专利名称：记录装置、记录方法和记录介质的制作方法
技术领域：
本发明涉及用于将数据记录到具有大的记录容量的盘形可重写记录介质上的记录方法和记录装置。本发明还涉及这种记录介质。
近年来，高密度光盘、如DVD(数字通用盘)已经被开发和标准化。已提出了被称作UDF(通用盘(存储)格式)的逻辑格式。对于DVD-RAM(DVD随机存储器)来说，使用UDF。UDF还能够应用于CD-R和CD-RW，其中CD-R是CD-ROM(光盘只读存储器)的可写盘，而CD-RW是可重写盘。
在UDF中，使用分级文件系统。按照根目录中存储的信息来定位子目录及其实体文件(substantial file)。按照子目录中存储的信息，定位另外的子目录及其实体文件。
下面将详细说明UDF的分级文件系统。在盘的记录区域中，数据被一个扇区接一个扇区地存取。在DVD-RAM中，记录区域的存取方式是从盘的内边缘到盘的外边缘。卷信息区域形成于盘的最内边缘到其导入(1ead-in)区域之间。卷信息区域称为系统区域。系统区域表示根目录的文件入口(FE)的位置。FE包括分配描述符(AD)。AD是表示根目录、子目录或者文件的地址和长度的信息。
根目录的FE的AD表示根目录作为实体的逻辑地址和长度。根目录包括至少一个文件标识符描述符(FID)。FID定位在根目录中包含的子目录的FE和在子目录中包含的文件的FE。这些FE定位子目录和文件的相应实体。子目录的实体包括至少一个FID。换言之，在UDF中，除了根目录以外，按照作为指针的FID和FE,FID、FE和实体是连续存取的。
在UDF中，上述FID、FE和实体可以被写入任一可记录区域。即使子目录和文件的信息是相关的，其FID、FE和实体也可以写到不同的地址。可不考虑存取顺序来分配FID、FE和实体的地址。
图1显示出对应于常规UDF的盘中数据分配的例子。参照图1，引导区域201形成于盘200的最内边缘上。系统区域202形成在引导区域201的外边。例如，根目录的实体203形成于系统区域202的外边。
下面，作为例子将描述通过子目录来从根目录存取文件的情况。按照根目录的实体203的FID，在与根目录的实体203物理分离的地址上，定位子目录的FE204。按照子目录的FE204的AD，在与子目录的FE204物理分离的地址上，定位子目录的实体205。同样地，定位子目录的实体205的FID。在与子目录的实体205物理分离的地址上，定位文件的FE206。按照文件的FE206的AD，在与文件的FE206物理分离的地址上，定位文件的实体207。
作为另外一个例子，在从根目录直接定位文件的情况下，定位根目录的实体203的FID。在与根目录的实体203物理分离的地址上，定位文件的FE208。按照FE208的AD，在与文件的FE208物理分离的地址上，定位文件的实体209。
通常，当目录和文件的信息分散在盘中时，不能够快速地读出信息。
换言之，当在根据地址不同的指针存取一个文件时，盘搜索时间会变长。换言之，不能快速存取盘中的信息。在其存取时间比硬盘等介质的存取时间长的盘型记录介质中，这个问题尤为突出。
为了解决此问题，诸如FID和FE等指针信息可以被一同记录于预定区域中。但是，在这种情况中，当从盘中删除文件时，由于其FE被删除，所以另一个文件可能被写入该FE的空白地址中。在这种状况下，预定区域中记录的指针信息可能被分离。其结果，将发生上述的问题。
此外，当应该连续存取的文件分散在盘中时，这些文件就不能连续地被读出。
因此，本发明的目的在于提供一种记录装置、一种记录方法和一种记录介质，使已经连续地写入的文件可以被快速地存取。
本发明的第一方面是一种记录方法，用于按照一个分级文件系统将数据记录到一个盘形记录介质中，并且使用指针信息定位分级结构，该方法包括如下步骤按将指针信息和文件的实体记录在连续地址中的方式来记录用于定位记录到盘形记录介质中的文件的实体的指针信息。
本发明的第二方面是一种记录装置，用于按照分级文件系统将数据记录到盘形记录介质中，并且使用指针信息定位分级结构，该记录装置包括记录指针信息的装置，用于按将指针信息和文件的实体记录在连续地址中的方式来记录用于定位记录到盘形记录介质中的文件的实体的指针信息。
本发明的第三方面是一种盘形记录介质，用于按照分级文件系统记录数据，并且使用指针信息定位分级结构，其中，按将指针信息和文件的实体记录在连续地址中这样的方式来记录用于定位被记录的文件实体的指针信息和该文件的实体。
如上所述，根据本发明，使被记录的文件的实体被定位的指针信息和该文件的实体被连续地记录到盘形记录介质中。由此，该文件可以被快速地存取。
在对如附图中所示的本发明的最佳实施方式所做的以下详细说明中，本发明的这些和其它目的、特征和优点将会变得更清楚。
图1是显示对应于常规UDF的盘中数据分配的实例示意图；图2是显示根据本发明的盘形记录介质的逻辑格式的示意图；图3是显示卷信息区域的内容的实例示意图；图4是用于解释本发明的目录、文件和空白区域的管理方法的示意图；图5是用于解释本发明的目录、文件和空白区域的管理方法的示意图；图6A-6E是用于解释在区域DAN-2中设置EIF的方法的示意图；图7A-7D是用于解释在执行格式处理之后添加子目录的方法的示意图；图8是用于解释将文件添加到根目录的过程的示意图；图9是显示新加的区域DAN-2′和DAN-3′的示意图；和图10是显示本发明的驱动装置的结构实例的方框图。
下面，参照
本发明的第一实施例。图2表示本发明的盘形记录介质1的逻辑格式。盘形记录介质1的逻辑格式基于上述的UDF(通用盘格式)。在盘形记录介质1(以下称作盘1)的最内边缘上，形成引导区域10。从引导区域10的外侧连续分配逻辑扇区号(LSN)。连续形成卷信息区域11、区域DAN-1(数据区域号1)、区域DAN-2、区域DAN-3和卷信息区域12。在最外边缘上形成导出区域13。逻辑块号被分配到区域DAN-1至区域DAN-3中。
图3表示各卷信息区域11和12的内容的实例。卷信息区域11包含与UDF对应的VRS(卷识别序列)、MVDS(主卷描述符序列)和VIS(逻辑卷序列)。在卷信息区域11的末端设置一个锚点。卷信息区域11的内容还作为RVDS(保留卷描述符序列)被双重地写到形成于导出区域13内侧的卷信息区域12中。在卷信息区域12的始端和末端设置一个锚点。卷信息区域12的末端的锚点对应于最后逻辑扇区号。
从逻辑扇区号272到(最后逻辑扇区号-272)的区域是被称作LVS(逻辑卷空间)的隔离区。在LVS中，形成区域DAN-1至DAN-3。形成于LVS最内边缘侧的区域DAN-1包括与UDF对应的FSD(文件集描述符)和SBD(空间位图描述符)。SBD以用于各个扇区的标志来表示盘1的空白区域信息。区域DAN-1表示文件系统分级结构的根目录的FE的地址。
区域DAN-2是包含目录的FE(文件入口)和该目录的实体的FID(文件ID)的区域。换言之，目录的FE及其实体的FID被一同记录于区域DAN-2中。当盘被格式化时(这将在后面描述)，将预定的记录容量分配给区域DAN-2。如后面所述，区域DAN-2的未使用区域被分配作为带有指定了特殊属性的文件。下文中，将区域DAN-2的未使用区域构成的文件称为EIF(入口信息文件)。当区域DAN-2的未使用区域被作为EIF处理时，上述SBD被禁止将该未使用区域识别为一个空白区域。
如现有技术中所描述的，FE表示文件或目录的实体的位置(地址)和大小。FE的AD(分配描述符)表示其信息。FID表示文件或目录的名称、位置(地址)和大小。FID的ICB(信息控制块)表示它们的信息。
区域DAN-3是包含文件的FE和文件的实体的区域。在区域DAN-3中，将文件的FE和与该FE对应的该文件的实体设置在连续地址中。例如，按照在文件的FE的AD中表示的文件的起始地址和大小，可得到文件的实体的地址。当增加文件时，该文件的FE和其实体设置于连续地址中，该连续地址之前是现有文件的FE和其实体的连续地址。
例如，按照文件的FE的AD以及在每个子目录和根目录的FID中表示的文件的起始地址和大小，可以获得该文件的FE和其实体的地址。或者，按照区域DAN-1的SBD，可以按在区域DAN-3中不出现空白区域发方式来获得文件的FE和其实体的地址。
在这样的方式中，由于将文件的FE和其实体设置在连续地址中，所以文件可以被快速地存取。
下面，参照图4和图5来描述本发明的目录、文件和空白区域的管理方法。图4是仅显示出图2中的区域DAN-1至区域DAN-3的局部视图。如图4所示，将数据沿逆时针方向来记录。图5表示FE、FID和实体的分级结构。
例如，根目录的FE起始于LSN=a。根目录的FE的AD表示该根目录的实体的地址和大小。根目录的实体和根目录的FE被设置在连续地址中。例如，根目录的实体的地址是LSN=a+1。根目录的实体包括至少一个FID。FID表示根目录的子目录的名称、地址和大小。子目录的FE和根目录的实体被设置在连续地址中。例如，子目录的FE的地址处于LSN=a+2。子目录的FE的AD表示子目录的实体的地址和大小。将子目录的实体和子目录的FE设置在连续地址中。例如，子目录的实体的地址处于LSN=a+3。子目录的实体包括至少一个FID。FID表示文件或者另一个子目录的名称、地址和大小。
由于FE、FID和实体按图5所示的方式定位，所以如图4所示，将根目录的实体、根目录的子目录的信息等设置在紧靠区域DAN-2的最内边缘预定位置处的根目录的FE的地址的连续地址中。
另一方面，参照图5，根目录的实体的FID表示EIF中的FE的名称、地址和大小。EIF的FE的AD表示该EIF的实体的地址和大小。在这种方式中，由于EIF被作为文件来处理，所以如其它文件一样，该FE表示该EIF的地址和大小。
如图6A所示，EIF的FE设置在该EIF的实体之后。如以后将描述的，该EIF的实体的起始地址和/或结束地址以及其大小根据写入该区域DAN-2的各个信息的信息量而变化。
根目录的FE、根目录的实体、根目录的子目录的FE、根目录的子目录的实体、EIF的FE以及EIF的实体设置在区域DAN-2中。
文件的FE和其实体设置在DAN-3中。文件的实体是用户数据等的区域。如图5所示，根目录的实体的FID表示文件的FE的名称、地址和大小。文件的FE设置在区域DAN-3中。此时，文件的FE的起始地址处于LSN=d。文件的FE的AD表示文件的实体的地址和大小。文件的实体和文件的FE设置在连续地址中。例如，该文件的实体的起始地址处于LSN=d+1。
如上所述，当形成盘1时，区域DAN-2被分配。下面，简要说明盘1的格式化方法的例子。在这个例子中，当制造盘1时形成引导区域10和导出区域13。格式化处理从盘1的内边缘向其外边缘来进行。
当开始格式化处理时，从引导区域10的外侧形成上述VRS、MVDS和LVIS。随后，形成LVS。在LVS中，首先形成区域DAN-1。随后形成FDS并指定根目录的位置。然后形成SBD。此时，上述EIF的区域作为由SDB使用的区域来处理。结果，EIF的区域被分配。
在形成SBD和区域DAN-1以后，从区域DAN-1外侧形成区域DAN-2。当形成区域DAN-2时，对应于区域DAN-1的FSD，根目录的FE和其实体设置在预定的连续地址中。接着，EIF的FID被添加到形成的根目录的实体之中。FID表示该EIF的FE的地址。
此时，在FID和FE中指定EIF的隐藏文件属性。EIF的属性防止EIF被另外的装置或OS(操作系统)擦除、重写或移动。例如，作为EIF的属性也可以指定“隐藏文件属性”、“系统文件属性”和“只读文件属性”。
“隐藏文件属性”是防止文件被以常规方法浏览的属性。“系统文件属性”是表示文件是系统必需的系统文件的属性。“只读文件属性”表示文件是只读文件的属性，系统禁止只读文件被改变或擦除。当对文件指定这三个属性时，该文件就被禁止擦除、重写和移动。这些属性可以按预定的方式去除。
接着，形成该EIF的FE。如上所述，FE表示文件的地址和大小。由此，当FE被指定时，将分配伪文件(dummy file)。EIF的FE可以被指定两个属性“只读文件属性”和“系统文件属性”。
由此，当EIF设置在区域DAN-2中时，可以分配区域DAN-2的空白区域。如上所述，盘1格式化以后，子目录的FE和其实体设置在区域DAN-2中。此时，区域DAN-2的EIF的区域因子目录的FE和其实体而被减小。
如后面将描述的，区域DAN-2可以不按上述方式而用另一种方式来形成。在这种情况下，区域DAN-2中各个信息单元的位置改变。
按这样的方式来形成区域DAN-2。尽管区域DAN-3形成在区域DAN-2的外侧，但是对于区域DAN-3不进行处理。例如，跳过区域DAN-3。此后形成RVDS。如上所述，已经形成的MVDS的信息被双重地写作RVDS。在形成RVDS以后，对盘1的格式化处理就完成了。
在上述例子中，根目录的FE、其实体、EIF和其FE被连续地设置在区域DAN-2中。但是，本发明并不局限于这个例子。根据本发明的第一实施例，EIF的FE的地址是固定的。EIF的FE的位置可以是(1)在根目录之前，(2)在根目录之后，或者(3)在区域DAN-2和区域DAN-3之间的边界处。下面参照图6A至6E来说明与各种情况对应的在区域DAN-2中设置EIF的方法。
图6A至图6E各自都表示区域DAN-2。区域DAN-2处于区域DAN-1之后(即，区域DAN-1形成于区域DAN-2的左侧)。由此，LSN在向右的方向上增大。在图6A至图6E和图7A至图7D中，目录一词被缩写成“DIR”。
在图6A中，根目录的FE和其实体设置在区域DAN-2的开始侧。EIF的FE设置在区域DAN-2的的结束侧。EIF的实体设置在根目录的实体的结束与EIF的FE的开始之间。在图6A所示的例子中，根目录的实体的EIF的FID表示设置在区域DAN-2结束侧的EIF的FE的地址。EIF的FE表示EIF的实体的起始地址。换言之，EIF的FE在EIF的实体之后。
在图6A所示的例子中，子目录的信息(FE和实体)被添加到设置在区域DAN-2中的根目录的实体之后。EIF的实体由于子目录的信息而从始端减小。结果，写在EIF的FE的AD中的EIF的起始地址被重写。
在图6A所示的例子中，当EIF的FE的地址被预先指定时，不需要定位根目录的实体的FID的位置，就可以存取该EIF。由此，防止了与根目录的实体的EIF相应的FID被重写。所以，即使由于特殊的原因EIF的FE被重写，除非EIF的FID丢失，EIF仍可以容易地被恢复。
图6B所示的例子中，EIF的FE和其实体设置在区域DAN-2的开始侧，而根目录的实体和其FE设置在区域DAN-2的结束侧。根目录的实体的FID表示EIF的FE。EIF的FE的AD表示该EIF的实体。
在图6B所示的例子中，EIF的实体因添加到区域DAN-2的子目录的信息而从始端减小。结果，EIF的FE被重写。在图6B所示的例子中，在格式化处理执行以后，设置在区域DAN-2的结束侧的根目录的FE被指定。例如，在格式化处理执行以后，设置根目录。此时，设置根目录的FE。
通常，在计算机系统中，盘从根目录起被存取。由此，如图6B所示，当EIF的FID和其实体设置在EIF的FE和其实体之后时，根目录的FE和其实体受到保护而不受EIF的FE和其实体的影响。
同样地，图6C所示的例子中，EIF的FE设置在根目录的FE之前。换言之，EIF的FE和根目录的FE设置在区域DAN-2的开始侧。此后，根目录的实体和EIF的实体设置在区域DAN-2的结束侧。图6D所示的例子中，EIF的FE和其实体设置在区域DAN-2的开始侧，而根目录的FE和其实体设置在区域DAN-2的结束侧。图6E所示的例子中，根目录的FE和其实体设置在区域DAN-2的开始侧，而EIF的FE和其实体设置在区域DAN-2的结束侧。
下面将详细地描述格式化处理之后添加子目录的方法。如上所述，子目录的FE和其实体设置在区域DAN-2的EIF的实体的减小的区域中。下面将参照图7A-7D来说明图6A所示的例子。图7A-7D所示的信息单元与图6A-6E所示的信息单元是一样的。
图7A表示在格式化处理刚完成的状态下区域DAN-2的内容。图7A对应于图6A。在图7A所示的状态中添加子目录。如图7B所示，表示子目录的FID被添加在根目录的实体之后。此时，EIF的实体的区域的大小被减小。实际上，当根目录的实体的最后扇区变满时，减小EIF的实体。否则，不必减小EIF的实体。
此后，为了添加子目录的FE，进一步减小EIF的大小(见图7C)。在这种情况下，必需减小EIF的实体的大小。另外，如图7D所示，为了添加子目录的实体，进一步减小EIF的大小。此外，为了反映EIF的实体大小的变化，EIF的FE的信息被重写。
在以上的例子中，说明了添加子目录的情况。但是，应当指出，这一方法可适用于将文件添加到根目录的情况。
如图6E所示的例子那样，EIF的FE可以设置在子目录的FE的位置处。在这种情况中，必需将EIF的FE移动到另一扇区，然后更新与该EIF相应的FID的地址信息。在图6A所示的结构中，不需要这种处理。
下面将参照图8说明向根目录添加文件的过程。如上所述，文件的FE和其实体设置在区域DAN-3中。当将文件添加到根目录时，文件的FID被写入根目录的实体中。在必要时，减小区域DAN-2的EIF的大小。结果，EIF的FE被重写。
添加的文件(文件A)的FE设置在由添加到根目录的实体中的FID所表示的地址中。文件A的实体和文件A的FE设置在连续地址中。当文件B、C等被写入到盘中时，文件B的FE设置在文件A的实体的结束处之后。文件B的FE和其实体设置在连续地址中。这种操作应用于文件C。换言之，文件B的实体和文件C的FE设置在连续地址中。文件C的FE和其实体设置在连续地址中。
由于文件的实体正好设置在其FE之后，所以文件可以连续地存取。当多个文件连续地设置时，它们可以被更快地存取。
当向区域DAN-2的根目录添加多个子目录时，添加根目录的实体的多个FID、多个子目录的FE和其多个实体。结果，区域DAN-2因子目录的FID、FE和实体而变满。
为了解决这个问题，根据本发明，当盘1有足够的空间时，可以在区域DAN-3的文件的末端之后形成新的区域DAN-2和DAN-3。下文中将新形成的区域DAN-2和DAN-3分别称作区域DAN-2′和DAN-3′。
图9表示区域DAN-2′和区域DAN-3′。区域DAN-2′是以这样的方式形成的在区域DAN-2中EIF的FE的AD之后添加一个AD′，并且由此增大EIF的大小。AD′表示区域DAN-3的文件的结束地址和作为区域DAN-2′添加的EIF′的大小。区域DAN-3′形成于EIF′的实体之后。添加到根目录中的子目录的FE和实体被写到区域DAN-2′中。文件被写入区域DAN-3′中。
此时，相应于设置在区域DAN-2′中的EIF′，区域DAN-1的SBD被重写。结果，设置在区域DAN-2′中的EIF′的区域被分配。
EIF可能由于特殊的原因被损坏。当EIF被损坏时，子目录的FE的实体不会丢失。此时，区域DAN-2的空白区域是未被分配的。文件的实体被写入区域DAN-2中。由此，当EIF被损坏的时候，它能够被恢复。
EIF是以如下方式恢复的。例如，当EIF被擦除并且一个文件添加到同一目录的时候，根目录的实体的EIF的FID就被擦除了。
在第一种情况中，可能仅仅是根目录的实体的FID被擦除。可能留存EIF的FE的位置。此外，EIF的FE的位置可能是已知的。在这种情况中，对应于EIF的FE来产生EIF的FID。产生的FID被添加到根目录的实体中。结果，使EIF被恢复。
在第二种情况中，EIF的FE的位置可能是未知的。在这种情况中，对所有区域DAN-2进行扫描并且重新计算，以便抽取EIF的剩余部分。通过计算所抽取部分和区域DAN-2之间的差分，可以获得EIF的区域。由于在区域DAN-2中EIF作为单一区域被分配，因此可以使用这种恢复方法。
图10表示本发明的驱动装置的结构的例子。在这个例子中，盘1具有由相变金属材料构成的记录层。驱动装置调节激光输出，控制记录层的温度，并且改变晶体/非晶体状态，以便将数据记录到盘1中。
盘1由主轴电动机22旋转驱动。光拾取器23将数据记录到盘1中和从盘1中重放数据。光拾取器23通过进给电动机24在盘1的半径方向上移动。
通过接口29(例如，SCSI(小型计算机系统接口))，将数据从外部主计算机30供给该驱动装置。编译码块25连接到接口29。缓冲存储器26连接到编译码块25。缓中存储器26存储写入数据或读出数据。
写入数据通过接口29供给编译码块25。当记录数据时，编译码块25产生上述格式的数据。此后，编译码块25对与该格式相应的数据进行编码。当重放数据时，编译码块25对数据进行译码，并通过接口29向主计算机30输出数字数据。编译码块25将地址作为子码添加到数据中并添加到数据的首标中。
编译码块25通过均衡器27向激光器驱动器28提供记录数据。激光器驱动器28产生具有向盘1记录数据所需的预定电平的驱动信号波形。激光器驱动器28的输出信号供给光拾取器23。光拾取器23将数据记录到盘1中。激光器驱动器28根据RF信号处理块31的APC(自动功率控制)操作来适当地控制激光功率。此外，与盘1的反射光对应的信号供给RF信号处理块31。地址抽取电路32从RF信号处理块31提供的信号中抽取地址信息。将抽取的地址信息供给控制微计算机33(后面将对其进行说明)。
在RF信号处理块31中，矩阵放大器计算光电检测器的检测信号，并且产生跟踪误差信号TERR和聚焦误差信号FERR。将跟踪误差信号和聚焦误差信号供给伺服块34。
控制微计算机33使用抽取的地址来控制查找操作。此外，控制微计算机33使用控制信号控制激光功率。控制微计算机33包括CPU(中央处理器)、RAM(随机存取存储器)和ROM(只读存储器)。控制微计算机33控制该驱动装置的所有构成部分，这些构成部分为接口29、编译码块25、RF信号处理块31、伺服块34等。存储器36可以连接到控制微计算机33。
从盘1重放的RF信号被供给编译码块25。编译码块25执行与预定格式相应的译码处理，诸如对调制的记录数据进行解调的解调处理和对纠错码进行解码的解码处理(即纠错处理)。编译码块25将重放数据存储到缓中存储器26中。当编译码块25收到来自主计算机30的读出命令时，编译码块25通过接口29向主计算机30传送读出数据。
将帧同步信号、跟踪误差信号和聚焦误差信号从RF信号处理块31供给到伺服块34。此外，将地址信息从地址抽取电路32供给到伺服块34。伺服块34对光拾取器23执行跟踪伺服操作和聚焦伺服操作。另外，伺服块34对进给电动机24执行螺旋(thread)伺服操作。
上述例子中，主计算机30连接到该驱动装置上。但应当指出的是，本发明并不局限于这种结构。其它装置也可以连接到该驱动装置，只要连接的装置能输入和输出数字信号并且与该驱动装置的接口兼容即可。例如，该驱动装置可以安装在便携式数字摄像机内，该摄像机将拍摄的图象记录到盘形记录介质中。
上述例子中，用于盘1的格式数据是由编译码块25产生的。但是本发明并不局限于这个例子。换言之，格式数据可以由控制微计算机33产生。或者，格式数据可以由主计算机30提供。
下面将描述本发明的第二实施例。在上述例子中，区域DAN-2的空白区域作为文件来管理。根目录的子目录的FE和其实体通过这样的方式添加减小在格式化处理时已作为伪文件分配在区域DAN-2中的EIF的大小。与此相反，根据本发明的第二实施例，在存储器中管理区域DAN-2的空白区域。
第二实施例的盘1的格式和驱动装置的结构与第一实施例大体相同。
当盘1′被格式化时，形成区域DAN-1和区域DAN-2。此时，与第一实施例不同，对区域DAN-2的空白区域没有形成特定的文件EIF。换言之，尽管特定区域作为区域DAN-2被分配，但是并没有对其空白区域设置伪文件。由此，设置在区域DAN-1中的SBD表示该区域是空白区域。
当已按这种方式格式化的盘1′加载到驱动装置或其电源被接通时，驱动装置扫描整个区域DAN-2并检测空白区域。驱动装置将有关检测的空白区域的信息作为空白区域管理表存入其存储器中。空白区域管理表存储到图10所示结构的存储器36中。空白区域管理表包括空白区域的起始地址或结束地址和长度的列表。
空白区域管理表的结构并不局限于本例。另外的选择是，以逐个扇区的方式扫描区域DAN-2。结果，可以构成带有各个扇区的标志的位图数据。
换言之，根据本发明的第二实施例，在存储器中管理有关区域DAN-2的空白区域的信息的AD。因此，与第一实施例不同，不需要在区域DAN-2中分配EIF。结果，不需要设置EIF的FE。因此，更能够高效率地利用区域DAN-2。另外，由于在存储器中管理区域DAN-2的空白区域信息，所以能够更快地改变区域DAN-2的数据。结果，盘1′的文件和目录能够快速地重写、添加和删除。
根据本发明，文件系统的管理信息、诸如关于根目录以及子目录的FE和实体的信息被一起写入到盘1′的区域DAN-2中。因此，当将盘1′加载到驱动装置或其电源接通时，与将这种信息设置在盘中的情况相比，盘1′能够更快速地被扫描来产生空白区域管理表。
与第一实施例一样，盘1′中的目录和文件是对应于区域DAN-2的信息存取的。当添加一个文件或目录时，与区域DAN-2的信息相应的一个单元被写入存储在存储器中的空白区域管理表中。另外，盘1′的区域DAN-2的真实信息被重写。
本发明的第二实施例可以应用于诸如个人计算机等普通数据记录装置。本发明的第二实施例最好应用于诸如将拍摄的图象记录到盘形记录介质中发便携式数字摄像机等专用装置。
另外，在上述例子中，本发明应用于可装卸的盘形记录介质，诸如光盘或磁光盘。但是，应当指出，本发明也可以应用于其它类型的记录介质，只要记录数据是由特定的管理信息进行管理即可。例如，本发明可以应用于固定驱动装置，诸如硬盘驱动器。
如上所述，根据本发明，盘中管理的目录、文件等的名称、地址、长度等一起被存储在盘中的预定区域(区域DAN-2)中。因此，这种管理信息能够被快速地读出。
另外，根据本发明，当添加文件时，由于有关文件的信息和其实体被写入连续地址中，因此，该文件的实体可以被快速地存取。
尽管根据本发明的最佳实施方式已对本发明进行了展示和描述，但本领域的技术人员应该理解，在不脱离本发明的精神和范围的情况下，可以作出其形式和细节方面的上述和各种其它的改变、省略和添加。
权利要求
1．一种记录方法，用于按照分级文件系统将数据记录到盘形记录介质中，并且使用指针信息定位分级结构，该方法包括如下步骤按将指针信息和文件的实体记录在连续地址中的方式来记录用于定位记录到盘形记录介质中的文件的实体的指针信息。
2．如权利要求1所述的记录方法，其中文件的实体被记录于紧接在指针信息的地址之后的地址中。
3．如权利要求2所述的记录方法，其中在现有文件之后按时间顺序连续地写入另一个文件时，另一个文件的指针信息记录于紧接在现有文件的实体的地址之后的地址中。
4．一种记录装置，用于按照分级文件系统将数据记录到盘形记录介质中，并且使用指针信息定位分级结构，该记录装置包括记录指针信息的装置，用于按将指针信息和文件的实体记录在连续地址中的方式记录用于定位记录到盘形记录介质中的文件的实体的指针信息。
5．一种盘形记录介质，用于按照分级文件系统记录数据，并且使用指针信息定位分级结构，其中按将指针信息和文件的实体记录在连续地址中这样的方式来记录用于定位被记录的文件实体的指针信息和该文件的实体。
6．如权利要求5所述的记录介质，其中文件的实体被记录于紧接在指针信息的地址之后的地址中。
7．如权利要求6所述的记录介质，其中在现有文件之后按时间顺序连续地写入另一个文件时，另一个文件的指针信息被记录于紧接在现有文件的实体的地址之后的地址中。
全文摘要
本发明公开了一种记录方法，用于按照分级文件系统将数据记录到盘形记录介质中，并且使用指针信息定位分级结构，该方法包括如下步骤按将指针信息和文件的实体记录在连续地址中的方式来记录用于定位记录到盘形记录介质中的文件的实体的指针信息。
文档编号G11B20/12GK1316744SQ01111930
公开日2001年10月10日 申请日期2001年2月28日 优先权日2000年2月29日
发明者藤堂博文, 山田诚 申请人:索尼公司