重放设备和管理信息获取方法

专利名称：重放设备和管理信息获取方法
技术领域：
本发明涉及从诸如光盘之类的记录介质至少执行重放的重放设 备，以及用于从记录介质获取最新管理信息的管理信息获取方法。
背景技术：
存在使用光盘(包括磁光盘)作为记录介质来记录/重放数字数
据的数据记录/重放技术，记录介质例如是CD (压缩盘)、MD (迷 你盘)和DVD(数字多功能盘)。术语"光盘"一般指由受塑料保护的 薄盘形金属板形成的记录介质，激光照射到金属板上，并且通过检测 反射光的变化来读取信号。
光盘例如包括诸如CD、 CD-ROM和DVD-ROM之类的只读光 盘以及诸如MD、 CD-R、 CD-RW、 DVD画R、 DVD-RW、 DVD+RW 和DVD-RAM之类的可记录光盘，在可记录光盘中可以记录用户数 据。通过采用诸如磁光记录、相变记录和染料膜变化记录之类的记录 技术，可以在这种可记录光盘上记录数据。染料膜变化记录也被称为 写一次(write-once)记录，并且适合于数据存储应用，因为它只允 许记录数据一次而不允许重写。另一方面，磁光记录和相变记录允许 数据重写，因而用于各种应用，包括各种内容数据的记录，这些内容 数据例如是音乐、视频、游戏和应用程序。
近年来，为了实现容量的明显增大，已经开发了一种被称为蓝光 光盘(Blu-rayDisc,注册商标)的高密度光盘。
在这种高密度光盘中，例如当利用波长405nm的激光(即，所 谓的蓝色激光)与NA0.85的物镜的组合来执行数据记录/重放时，在 直径12 cm的盘上可以记录大约23.3 GB (吉字节)的数据，或者从 直径12cm的盘上可以重放大约23.3GB的数据。在该例中，该容量是在如下条件下获得的盘具有0.32 pm的轨道间距，0.12 nm/比特 的线密度，以及大约82%的格式效率，且记录/重放单位为64KB(千 字节)数据块。
还开发了写一次类型和可重写类型的这种高密度光盘。 例如，作为一类蓝光光盘，只可以写一次的BD-R (可记录蓝光 光盘)具有作为用于管理数据记录结构或盘缺陷信息的管理信息的 TDMS (临时盘管理结构)，并且指定TDMS被额外记录到设在盘上 的预定位置处的作为管理信息记录区域的TDMA(临时盘管理区域)。 最后额外记录的TDMS是最新的(即，有效的)TDMS (见图5A到 5D)。
在盘的内半径中的导入区域和数据区域中设置了多个TDMA， 并且向各个TDMA分配诸如TDMAn (n = 0、 1、 2、等等)之类的 序号。TDMA被指定为按其序号使用，即，按TDMAO、 TDMA1、 TDMA2等的顺序使用，并且TDMS按从TDMA的开头的顺序连续 地记录到每个TDMA,
为此，如上所述要额外地顺序记录到TDMA中的每个TDMS存 储了 SRRI (顺序记录范围信息关于用户数据区域中的数据的记录 结构的管理信息)，并且在必要时还存储TDFL (临时缺陷列表关 于盘上的缺陷的管理信息)(例如，见图6C)。另外，在该TDMS 中，作为用于指示TDFL、 SRRI的最新信息(即，最后记录信息) 的记录位置的指针信息的TDDS (临时盘定义结构)被存储在其最后 一个扇区中。
由于TDMS的上述结构，为了在驱动设备一侧获取记录在盘上 的最新管理信息(SRRI或TDFL )，首先，相对于最后记录在TDMA 中的最新TDMS，读取其最后一个扇区中的上述TDDS,然后，从由 读取的TDDS中的指针信息指向的位置开始读取数据，从而可以获取 最新的管理信息。
现有技术的技术在日本未实审专利申请/j^布No. 2006-85859和 曰本未实审专利申请公布No. 2006-114107中得到公开。发明内容如上所述，根据现有技术，为了从TDDS信息获取最新的TDFL、 SRRI，首先读取TDDS，然后基于存储在该TDDS中的指针信息来读 取数据。但是，根据上述的现有技术的技术，在执行了用于读取TDDS 的搜寻操作之后，需要执行基于该TDDS中的指针信息读取数据的搜 寻操作。在这一方面，需要相当数量的时间，直到获取了最新的管理 信息为止。希望使得获取最新管理信息的操作更快。根据本发明的实施例，提供了 一种从记录介质至少执行重放的重 放设备，该记录介质包括用户数据记录区域和临时管理信息单元记录 区域，在用户数据记录区域中可以记录用户数据，在临时管理信息单 元记录区域中响应于对临时管理信息的更新而顺序记录临时管理信 息记录单元，其中临时管理信息响应于数据被记录到用户数据记录区 域而被更新，临时管理信息记录单元能够存储临时管理信息并且能够 在其结尾位置处存储指向临时管理信息的记录位置的指针信息。该重 放设备包括用于从记录介质进行读取的读取装置；以及用于获取被最 后记录在记录介质上的临时管理信息的最新版本的控制装置，该控制 装置执行读取控制过程和信息获取过程，读取控制过程控制读取装置 以便当读取被最后记录在临时管理信息单元记录区域中的临时管理 信息单元内的指针信息时，从位于包括该指针信息的分段之前的预定 位置开始执行数据的读取，信息获取过程执行用于从响应于读取控制 过程被读取的数据获取由指针信息指向的临时管理信息的过程。本发明的上述实施例还采用了 一种如同上述BD-R的记录介质， 该记录介质包括用户数据记录区域和临时管理信息单元记录区域 (TDMA)，在用户数据记录区域中可以记录用户数据，在临时管理 信息单元记录区域中响应于对临时管理信息的更新而顺序记录临时 管理信息记录单元(TDMS)，其中临时管理信息响应于数据被记录到用户数据记录区域而被更新，临时管理信息记录单元能够存储临时 管理信息并且能够在其结尾位置处存储指向临时管理信息的记录位
置的指针信息(TDDS)。
另外，根据本发明的实施例，执行以下操作以获取被最后记录在 记录介质上的最新临时管理信息。即，当读取被最后记录在临时管理 信息单元记录区域(TDMA)中的临时管理信息单元(TDMS)内的 指针信息(TDDS)时，从位于包括该指针信息的分段之前的预定位 置开始执行数据的读取。然后，执行用于从以这种方式读取的数据获 取由指针信息指向的临时管理信息的过程。
由于指针信息被存储在临时管理信息单元中的结尾位置处，因此 通过从位于包括临时管理信息的分段之前的预定位置开始读取数据， 可以预先读取包括临时管理信息的分段。这允许用于获取指针信息和 临时管理信息所需的读取操作的次数减少到最少一次。
如上所述，根据本发明，用于获取指针信息(该信息用于获取最 新管理信息)和用于获取由指针信息指向的最新管理信息所需的读取 操作的次数可以减少到最少一次，从而使得获取最新管理信息的操作 相比于现有技术更快。


图l是根据本发明实施例的盘的区域结构的说明图； 图2是示出盘的管理/控制信息区域以及根据本发明实施例可以 设置在空闲区域中的TDMA的结构示例的说明图3是根据本发明实施例的盘的DMA的说明图4是根据本发明实施例的盘的DDS的说明图5A到5D是根据本发明实施例的盘的TDMA0的结构的说明
图6A到6C是根据本发明实施例的TDMS更新单元的说明图； 图7是根据本发明实施例TDMS更新单元如何被额外记录的说
明图；图8A和8B是根据本发明实施例的盘的TDDS的说明图；图9是根据本发明实施例的盘的TDFL的说明图；图IOA和IOB是根据本发明实施例的盘的DFL条目的说明图；图IIA到IIC是根据本发明实施例的盘的SRR的说明图；图12是根据本发明实施例的盘的SRRI的说明图；图13A和13B是根据本发明实施例的盘的SRRI头部的说明图；图14是根据本发明实施例的盘的SRR条目的说明图；图15A到15E是对下一 TDMA的额外记录过程的说明图；图16是示出TDMA访问指示符中的数据结构的示图；图17是示出根据本发明实施例的盘驱动设备的内部配置的框图；图18A和18B是图示根据现有技术的管理信息获取过程的示图；图19是示出根据本发明实施例的管理信息获取过程的流程图；以及图20A和20B是示出在存储有最大可能数目的TDFL的情况下 TDMS的结构的示图。
具体实施方式
下文中，将按照以下标题的顺序描述本发明的实施例。1. 盘结构2. DMA3. TDMA3-1 TDMA结构和TDMS更新单元3-2 TDDS3-3 TDFL3-4 SRR和SRRI3-5 利用空闲区域的替换过程3-6 对下一 TDMA的额外记录过程4. 盘驱动设备的配置5. 根据现有技术的管理信息获取过程
6. 根据本实施例的管理信息获取过程 1.盘结构
首先，将描述在根据本发明实施例的记录系统中使用的光盘。该 光盘可以实现为在被称为蓝光光盘的高密度光盘系统的范畴中的写 一次盘。
下面将描述在本实施例中采用的高密度光盘系统的典型物理参数。
关于盘大小，根据本实施例的光盘直径为120 mm，厚度为1.2 mm。即，在这些方面，根据本实施例的光盘在其外形方面类似于CD (压缩盘)型盘或DVD (数字多功能盘)型盘。
关于用于实现记录/重放的激光器，使用所谓的蓝光激光器。通 过采用高NA(例如，NA = 0.85)的光学系统，并且实现窄的轨道间 距(例如，轨道间距=0.32 pm)和高的线密度(例如，0.12 nm的 记录线密度)，利用直径为12 cm的盘实现了 23G到25G字节的用 户数据容量。
另外，已经开发了一种具有两个记录层的所谓的双层盘。在双层 盘的情况下，用户数据容量在50G字节的量级。 图1示出了盘的整体布局(区域配置)。
在根据本实施例的系统中，图1所示的布局是通过盘的格式化 (初始化)过程形成的。另外，下面的描述将针对光盘是单层(SL)
盘的情况。
在盘上，从内径一侧开始设有以下区域导入区、数据区和导出区。
关于与记录/重放有关的区域的配置，在导入区的最内侧半径一 侧上的预先记录信息区域PICTURE_MAX—XSIZE是只读区域，而从 导入区直到导出区的管理区域的区域是只可以被写一次的写一次区
域o
在只读区域和写一次区域中，由摆动凹槽(弯曲凹槽)形成了螺旋的记录轨道。在利用激光光斑进行跟踪时凹槽用作循轨的引导，并 且利用该凹槽作为记录轨道来执行数据的记录/重放。尽管本实施例涉及的是数据被记录在凹槽中的光盘，但是本发明 并不限于这种凹槽记录光盘，而是可以应用于数据被记录在相邻凹槽 之间的凸轨中的凸轨记录光盘，或者应用于数据被记录在凹槽和凸轨 两者中的凹凸轨记录光盘。用作记录轨道的凹槽根据摆动信号蜿蜒前进。因而，用于光盘的 盘驱动设备将激光光斑照射到凹槽上，以根据激光光斑的反射光检测 凹槽的相对边沿的位置。然后，盘驱动设备通过沿记录轨道移动激光 光斑提取出边沿位置相对于盘半径方向的变化分量，从而重放摆动信号。在该摆动信号中，在记录位置处记录轨道的地址信息(物理地址 和其他这样的附加信息)被调制。因而，在盘驱动设备中，通过从该 摆动信号解调地址信息等，可以在数据记录或重放时执行地址控制 等。图1中所示的导入区例如是位于24 mm的半径内的区域。 导入区内位于22.2 mm到23.1 mm的半径内的区域是预先记录 区域pic。在预先记录区域pic中，诸如记录/重放功率条件、盘区域信息、用于版权保护的信息等的盘信息通过凹槽的摆动被预先记录为只读 信息。上述信息也可以利用凸轨等记录。尽管未示出，但是可能存在在比预先记录信息区域pic更靠内的半径一侧上设有bca (群刻区)的情况。在bca中，通过烧尽记 录层的记录方法来记录对于盘记录介质唯一的唯一id。即，记录标记被形成为同心地并排布置，从而产生了条码型的记录数据。导入区中例如在23.1 mm到24 mm的半径内的区域是管理/控制 信息区域。在管理/控制信息区域中，设置有具有控制数据区域、dma(盘 管理区域)、tdmao( tdma:临时盘管理区域)、测试写区域(opc )、緩冲区域等的预定区域格式。
即，以下信息被记录在管理/控制信息区域的控制数据区域中 盘类型、盘大小、盘版本、层结构、沟道比特长度、BCA信息、传输 速率、数据区位置信息、记录线速度、记录/重放激光功率信息等等。
在管理/控制信息区域内类似提供的测试写区域(OPC)被用于 在设置数据记录/重放状况(例如记录/重放时的激光功率)时测试写 操作。即，测试写区域是用于调节记录/重放状况的区域。
在管理/控制信息区域内提供有DMA。在盘系统领域中，DMA 一般被称为"缺陷管理区域"，其中记录有用于缺陷管理的替换管理信 息。但是，在根据本实施例的盘中，DMS不仅记录用于缺陷位置的 替换管理信息，还记录用于实现该写一次盘上的数据重写的管理/控制 信息。另外，后面将描述的SRRI也被记录在DMA中。因而，DMA 用作"盘管理区域"。
为了通过替换过程实现数据重写，替换管理信息的内容必须响应 于数据重写而被更新。另外，与数据记录结构等有关的管理信息也必 须响应于每次数据被额外记录时而被更新。为此，提供了被称为 TDMA的区域，该区域用于更新这几条管理信息。
在这种情况下，如上所述与替换和数据记录结构有关的管理信息 (下文中，也简称为"管理信息")被从TDMA0开始顺序地记录和更 新。尽管在后面有更详细的描述，但是如果TDMAO已被用于管理信 息的更新，则数据可以额外记录到TDMA1、 TDMA2，这两个区域用 作用于管理信息的其他写区域(见图2)。在盘最终化时被记录到 TDMA的最后的管理信息(最新管理信息)被记录到DMA。
后面将更详细地描述DMA和TDMA。
数据区例如位于比导入区更靠外半径一侧的24.0 mm到58.0 mm的半径内。数据区是向其实际记录/从中重放用户数据的区域。数 据区具有起始地址ADdts和结尾地址ADdte，它们由上述控制数据区 域中的数据区位置信息指示。
在根据本实施例的盘中，在数据区中定义了空闲区域。在这种情况下，在数据区中，分别在最内侧半径一侧和最外侧半径一侧上提供了 ISA (内空闲区域)和OSA (外空闲区域)。ISA和OSA各自用 作用于由缺陷引起的替换过程的空闲区域。ISA是由从数据区的起始位置开始的预设数目的蔟(1蔟= 65535字节)形成的。OSA是由从数据区的结尾位置起、朝向内半径一侧的预设数目 的簇形成的。在上述DMA中描述了 ISA和OSA的大小。在数据区中，在ISA和OSA之间提供了用户数据区域。该用户 数据区域是在正常情况下用于用户数据的记录/重放的正常记录/重放 区域。在上述DMA中描述了用户数据区域的位置，即，其起始地址 ADus和结尾地址ADue。关于在正常情况下不允许重写的写一次介质，本实施例利用替换 过程实现了数据重写。即，当试图对已经记录在现有块(诸如簇之类 的区域)上的数据进行写操作时，新的数据被记录在另一个块上，并 且如同缺陷管理的情况一样，它被作为替换管理信息来管理，从而实 现了逻辑上的覆写。基本上，为了在这种重写的情况下实现替换，用 户数据区域内的一个块被用作替换目的地。在图1中，位于比数据区更靠外的半径一侧的区域(例如，在 58.0 mm到58.5 mm的半径内的区域)被定义为导出区。该导出区是 按预定格式定义控制数据区域、DMA、緩沖区域等的管理/控制信息 区域。在控制数据区域中，如同在导入区的控制数据区域中一样，记 录有各种管理/控制信息。与导入区中的DMA类似，DMA是用于记 录ISA和OSA的管理信息的区域。图2示出了管理/控制信息区域以及可以设置在空闲区域内的 TDMA1、 TDMA2的结构例子。在导入区中，定义了 DMA2、 OPC (测试写区域)、TDMA0和 DMA1的区域，除了未定义分段(保留)以外。在导出区中，定义了 DMA3和DMA4的区域，除了未定义分段(保留)以外。上述控制数据区域没有示出。控制数据区域被从图中省略，因为
实际上控制数据区域的一部分变成了 DMA。
TDMA1和TDMA2可以i殳在空闲区域内，如图所示。具体而言， TDMA1可以设置在ISA内，而TDMA2可以设置在OSA内。当设 在导入区中的TDMAO已被用于管理信息的更新时，这些TDMA1和 TDMA2可以设置为附加的管理信息记录区域。即，在如图所示设有 两个TDMA (TDMA1和TDMA2 )的情况下，管理信息的更新是按 TDMAO、 TDMA1和TDMA2的顺序执行的。在这种情况下，只有 TDMA1的起始地址是固定的，其结尾地址是可变的。至于TDMA2， 只有其起始地址是固定的，其结尾地址是可变的。即，可能存在
TDMA1、 TDMA2的大小为0的情况。
当盘被最终化时，TDMA中最后更新的管理信息被写到DMA。 如上所述，在导入区和导出区的每一个中提供了两个DMA,即，提 供了总共四个DMA。在DMA1到DMA4中记录了相同的管理信息。 即，在TDMA中最后更新的相同的管理信息被记录到这些DMA。通 过写入大量的相同管理信息，在最终化之后可以更可靠地执行管理信 息的读取。
总结以上描述，直到盘被最终化才使用DMA，并且在TDMA 中执行替换管理。 一旦盘被最终化，此时在TDMA中记录的最新的 管理信息就被记录到DMA。其后，基于DMA的替换管理变成可能。
2. DMA
在图3中示出在导入区和导出区中记录的DMA的结构。 在该例子中，每个DMA的大小是2个簇，但是，应当理解，DMA 的大小并不限于2个簇。
1簇的大小是65536字节，并且这代表了最小的数据记录单元。 被称为扇区(或数据帧)的单元具有2048字节的大小。因而，l簇由 32个扇区(或32个数据帧)构成。尽管扇区和数据帧在用户数据大
小的方面是相同的，但是扇区指的是物理数据单元，而数据帧指的是 逻辑数据单元。地址是以扇区为单位分配的。这里，物理扇区地址被称为PSN (物理扇区号)，而逻辑扇区地址被称为LSN (逻辑扇区号)。
图3示出了 DMA中各项数据内容的位置，其中蔟号1到32被 分配给2个簇中的每一个。每项数据内容的大小由簇的数目代表。
在DMA中，簇号为1到4的4个簇的分段记录了作为DDS(盘 定义结构)的盘上的详细信息。
尽管后面将参考图4描述DDS的内容，但是DDS具有1簇的大 小，并且在该四簇分段中被重复记录四次。
从簇号5到8的四簇分段用作用于缺陷列表DFL的第一记录区 域(DFL#1)。缺陷列表DFL是四簇大小的数据，其中列出了各个 替换地址信息(DFL，后面将描述的LOW条目)。
从簇号9到12的四簇分段用作用于缺陷列表DFL的第二记录区 域(DFL#2 )。
同样地，对于后续的四簇分段，分别提供了用于第三缺陷列表 DFL#3到第六缺陷列表DFL弁6的记录区域。从簇号29到32的四簇 分段用作用于缺陷列表DFL的第七记录区域(DFL#7)。
这样，在32簇DMA中准备了用于缺陷列表DFL弁1到#7的七个 记录区域。
在本实施例中只可以写一次的写一次光盘的情况下，为了记录 DMA的内容，有必要执行被称为最终化的过程。在这种情况下，要 写入到DMA中的七个缺陷列表DFL#1到DFL#7的内容是相同的， 以确保兼容性。
对缺陷列表DFL的结构的描述被省略，因为它与后面将描述的 TDMA中的TDFL (临时DFL )几乎是相同的。
图4示出了要在上述图3中所示DMA的开头记录的DDS的内容。
如上所述，DDS具有l簇(65536字节)的大小。 在图4中，字节位置通过以65536字节的DDS的第一字节为字 节0来指示。字节数指示了与每项数据内容相对应的字节的数目.在字节位置0和1上的2字节，记录了用于表示作为DDS簇的 相应簇的DDS标识符="DS"。
在字节位置2上的l字节记录了 DDS格式号(格式版本)。
在字节位置4到7上的4字节记录了对DDS执行的更新次数 (DDS更新计数)。应当注意，在本实施例中，DMA自身不被更新， 而是在最终化时管理信息被写入到DMA中。管理信息的更新是在 TDMA中进行的。因此，在最终化时，对DDS(TDDS:临时DDS) 执行的更新次数被记录在这些字节位置处的字节中。
在字节位置16到19上的4字节记录了 DMA中驱动区域的第一 物理扇区地址。
在字节位置24到27上的4字节记录了 DMA中缺陷列表DFL 的第一物理扇区地址。
在字节位置32到35上的4字节指示PSN (物理扇区号物理 扇区地址)，PSN指示在数据区中用户数据区域的第一位置(图1中 的ADus),即，"0，，的LSN (逻辑扇区号逻辑扇区地址)的位置。
在字节位置36到39上的4字节指示数据区中用户数据区域的结 尾位置(图1中的ADue)的LSN (逻辑扇区号)。
在字节位置40到43上的4字节记录了数据区中ISA的大小。
在字节位置44到47上的4字节记录了数据区中每层OSA的大小。
在字节位置48到41上的4字节指示数据区中ISA(双层盘中第 二层的ISA)的大小。
在字节位置52上的1字节指示空闲区域满标志，该标志指示是 否可以利用ISA、 OSA来执行数据写入。当所有的ISA或OSA都已 被使用时，空闲区域满标志被置位。
在字节位置54上的1字节指示代表盘认证的状态的盘验证标志。
在字节位置56到59上的4字节指示作为最后验证的地址指针的 最后验证地址。
其他字节位置被保留(未定义)，并且都被设置为OOh。在DMA中，根据上述数据结构记录了多条管理信息。但是，如 上所述，这些信息是在盘被最终化时记录到DMA的，并且此时， TDMA中最新的管理信息将在DMA上得到反映。
用于缺陷管理或数据重写的替换过程以及伴随的管理信息的更 新在接下来描述的TDMA中被执行。
3. TDMA
3-1 TDMA结构和TDMS更新单元
接下来将描述TDMA。尽管TDMA (临时DMA )是如同DMA 一样其中记录有管理信息的区域，但是随着响应于基于缺陷检测的替
换过程或数据重写的发生管理信息被额外记录时，TDMA被更新。
图5A到5D示出了 TDMA0的结构。如图5A和5B所示，设在 管理/控制信息区域内的TDMA的大小例如是2048簇。
图5C示出了使用2048簇的TDMA0的结构。
首先，TDMA0的前三簇CL0、 CL1和CL2各自充当访问指示 符(访问指示符区域)。
簇CL2被设置为TDMA1访问指示符，并且簇CL1被设置为 TDMA2访问指示符。在这些TDMA访问指示符中的每一个中，当信 息被第一次记录到相应的TDMA时，包括最新TDDS的结构(临时 盘定义结构后面将描述)被记录。具体而言，当信息被第一次记录 到TDMA1时，TDMA1内的最新TDDS被记录到簇CL2的TDMA1 访问指示符中。同样地，当信息被第一次记录到TDMA2时，TDMA2 内的最新TDDS被记录到簇CL1的TDMA2访问指示符中，
在这种情况下，只要信息在TDMAO内被更新，就根本不执行对 每个TDMA访问指示符的信息写入。这意味着如果信息既没有被写 入到TDMA1访问指示符，也没有被写入到TDMA2访问指示符，则 发现最新的管理信息驻留在TDMAO内(除了当盘是空白盘时)。根 据以上描述，如果信息已被写入TDMA1访问指示符，则发现最新的 管理信息驻留在TDMA1内，而如果信息已被写入TDMA2访问指示 符，则发现最新的管理信息驻留在TDMA2内。簇CL0被设置为DMA访问指示符。当在最终化后DMA被记录 时，从最新的TDMS (临时盘管理结构后面将描述)获取必要的多 条信息，并将这些信息记录到DMA访问指示符中。
如上所述，如果数据既没有被写入到簇CL1，也没有被写入到 簇CL2,则可以从TDMAO获取最新的TDMA。如果信息已被记录到 簇CL1，则可以从TDMA1获取最新的TDMA,而如果信息已被记录 到簇CL2 ，则可以从TDMA2获取最新的TDMA 。
如果信息已被记录在DMA访问指示符中作为簇CL0，则这表明 正讨论的盘已被最终化，从而使得写操作被禁止，并且可以从DMA 获取最新的盘信息。
DMA访问指示符还用作基于信息是否已被写入在DMA访问指 示符中来指示盘是否已被最终化的信息。
TDM AO的蔟CL3到CL2047被用作用于更新管理信息的TDMA
写区域。
构成从簇CL3向上记录的管理信息的结构被称为TDMS (临时 盘管理结构)。
TDMS被额外记录在TDMS更新单元中，每个单元具有1到N 簇的可变大小。
在顺序记录模式中，上述的N被设置为"4"。在双层盘的情况下， 上述的N被设置为"8"。
例如，图5D示出了这样一种状态其中一簇TDMS更新单元被 记录在第一簇(簇CL3)中，然后一簇TDMS更新单元被记录在簇 CL4中，并且还有一个两簇的TDMS更新单元被记录在簇CL5中。
这样，随着用于更新管理信息的要求的出现，TDMS被顺序记 录到TDMS更新单元中的相邻簇。当记录TDMS更新单元时，紧邻 在当时最后记录的簇之后没有间隔地记录最新的TDMS更新单元.
在顺序记录模式被用作用于根据本实施例的写一次盘的记录模 式的情况下，下面的三个元素构成了 TDMS: TDDS(临时盘定义结 构)、TDFL (临时缺陷列表)和SRRI (顺序记录范围信息)。这些元素总是记录在相同的TDMA中。
尽管后面将详细描述，但是TDDS主要包括用于管理TDMS的 信息。TDFL包括实际替换信息(LOW、 DFL条目)。SRRI是用于 记录在用户数据区域中的SRR (顺序记录范围)的管理信息。这里所 用的术语"顺序记录范围"对应于例如在CD或DVD上下文中的"轨 道"。
图6A到6C示出了 TDMS更新单元的配置。
每个TDMS更新单元包括具有1个扇区大小的TDDS。 TDDS 被设在构成TDMS更新单元的簇的最后一个扇区(数据帧)中。
如果TDMS更新单元包括TDFL，则TDFL被设在从TDMS更 新单元的开头起所需数目的扇区(数据帧)内。
如果TDMS更新单元包括SRRI，则SRRI被设在TDMS更新 单元的结尾，即，在紧邻着TDDS之前的所需数目的扇区(数据帧) 内。
图6A示出了包括SRRI和TDDS的TDMS更新单元的例子。 TDMS更新单元具有例如l簇的大小，其中TDDS设在最后一个扇区 (数据帧31)中。假定SRRI的大小是M个扇区，贝'J SRRI被设在 紧邻着TDDS之前的M个扇区(从数据帧(31-M )到数据帧30 )中。
由于在这种情况下没有记录TDFL，因此从数据帧0到数据帧 (30-M)的区域被设置为零数据(00h)。
图6B示出了包括TDFL和TDDS的TDMS更新单元的示例。 TDMS更新单元具有例如K簇的大小，其中TDDS被设在最后一个 扇区(簇K的数据帧31 )中。假定TDFL的大小是N个扇区，则TDFL 被设在从TDMS更新单元的开头起的N个扇区(从簇0的数据帧0 到簇K的数据帧(x-l))中。应当注意，x-mod(N/32)-l。
由于在这种情况下没有记录SRRI,因此从簇0的数据帧x到数 据帧30的区域被设置为零数据(00h)。
图6C示出了包括TDFL、 SRRI和TDDS的TDMS更新单元的 示例。TDMS更新单元具有例如K簇的大小，其中TDDS被设在最后一个扇区(簇K的数据帧31)中。假定TDFL的大小是N个扇区， 则TDFL被设在从TDMS更新单元的开头起的N个扇区(从簇0的 数据帧O到簇K的数据帧(x-l))中。
另外，SRRI被设在紧邻着TDDS之前的M个扇区(从簇K的 数据帧(31-M)到数据帧30)中。
如果如图所示在TDFL和SRRI之间存在剩余区域，则该区域被 填满零数据(OOh)。
很显然，构成TDMS更新单元的蔟的数目也随着TDFL或SRRI 的大小而变化。
图7示出了其中TDMS更新单元被额外记录的状态。例如，具 有2簇大小的TDMS更新单元#1 -故首先记录，然后TDMS更新单元 #2、 #3、 ..Jx…弁y被额外记录。
例如，如果要求更新TDFL或者如果要求更新SRRI，或者另外， 如果要求更新TDFL和SRRI两者，则由图6A到6C中的任何一个 所代表的具有所需配置的TDMS更新单元被额外记录。例如，当要求 更新SRRI但不要求更新TDFL时，采用图6A的配置。
在图7中，TDMS更新单元幷y是最新的TDMS更新单元。由于 TDMS更新单元总是包括TDDS，因此TDMS更新单元弁y的TDDS 用作最新的有效TDDS,
有效的SRRI或TDFL由最新的TDDS指示。
在该例子中，TDMS更新单元幷y被记录用于SRRI的更新。因 此，TDMS更新单元弁y中的SRRIn被最新的TDDS指示为有效的 SRRI。
另外，如果TDMS更新单元幷x中的TDFLm通过最新的TDDS 指示为该点的有效TDFL,则TDMS更新单元弁x中的TDFLm被指 示为有效TDFL。
即，对于在如图5C所示的TDMA中的簇CL3之后按需要额外 记录的TDMS，其最新的TDMS更新单元中的TDDS被指示为有效 TDDS，而最新的SRRI、 TDFL由该TDDS指示。3画2 TDDS
图8A和8B示出了如上所述被记录作为TDMS更新单元中的最 后一个扇区的TDDS (临时盘定义结构)的结构。
TDDS包括1个扇区(2048字节)。TDDS包括与图4中描述的 DMA中的DDS相同的内容。尽管如图4所述，DDS具有l蔟(65536 字节)的大小，但是在DDS中，实质的定义只给予到数据帧0中的 字节位置59。即，其实质内容被记录在l簇的第一扇区(数据帧)内。 因而，即使TDDS具有1个扇区的大小，该TDDS也可以包含DDS 的实质内容。
由于TDDS #^记录在TDMS更新单元的最后一簇的最后一个扇 区中，因此TDDS被记录在数据帧31中的字节位置0到2047。
从字节位置0到53的TDDS的内容与DDS的相同。即，当DDS 在最终化之后被记录时，最新TDDS中的上述内容被反映在DDS上 并被记录。
应当注意，直到DDS和TDDS的字节位置53，在字节位置4到 7的"TDDS更新计数，，对应于在DDS的情况下对DDS执行的更新次 数，通过参考图4能意识到这一点。在TDDS的情况下，该信息代表 指示TDDS被创建次数的值。另外，在TDDS中，在字节位置24到 27的"缺陷列表(P_DFL)的笫一PSN"(缺陷列表的第一PSN)取0 值，直到执行盘封闭过程(禁止任何进一步的额外记录的过程)为止。
对于在封闭过程之后要写入到DMA中的DDS，在最终化时在最 新TDDS的字节位置4到7的值被写入到DDS的字节位置4到"7,并 且在字节位置24到27的缺陷列表的第一 PSN被写入。
在这种情况下，夹着在字节位置56的与"预先写入区域标志"相 对应的1字节的字节位置53到55和字节位置57到63都被填满0作 为保留区域。另外，字节位置64到71指示"L0上的INF01/PAC1位 置的状态比特"，字节位置72到79指示"LO上的INF01/PAC2位置 的状态比特"。另外，字节位置80到87和字节位置88到95分别指 示"L1上的INF01/PAC1位置的状态比特"和"L1上的INF01/PAC2位置的状态比特"。在双层盘的情况下，有效信息被写入到这些区域。
另外，从字节位置96到1023的区域是保留区域。
从TDDS的字节位置1024起向上记录在DDS中不存在的多条信息。
在字节位置1024的1字节指示表明盘记录模式的记录模式。在 字节位置1025的1字节、以及在字节位置1026和1027的2字节分 别被设置为一般标志比特和不一致性标志，并且在字节位置1028到 1031的4字节用作保留区域。
从字节位置1032到字节位置1035的4字节记录了用户数据区域 中最后记录的物理扇区地址PSN。另外，在字节位置1036到1039的 4字节用作保留区域。
在字节位置1040到1043的4字节被分配作为TDMS大小记录 区域。
即，在字节位置1040到1043的4字节记录了 ISA中TDMA的 大小(内空闲区域O中的TDMA的大小)，即，TDMS1的大小信息。 在字节位置1044到1047的4字节记录了 OSA中TDMA的大小(外 空闲区域中的TDMA的大小)，即，TDMA2的大小信息。
另外，在字节位置1048到1051的4字节记录了在双层盘(后面 将描述)的情况下ISA1中TDMA的大小(内空闲区域l中的TDMA 的大小)。
在字节位置1052到1087的36字节用作保留区域。 在字节位置1088到1095,以及在字节位置1104到1111，分别 记录了关于测试区和校准区的信息。即，字节位置1088到1091指示 "L0上的测试区的下一可用PSN"，并且字节位置1092到1095指示 "L1上的测试区的下一可用PSN"。另外，字节位置1104到1107指 示"LO上的驱动校准区的下一可用PSN"，并且字节位置1108到1111 指示"L1上的驱动校准区的下一可用PSN"。
在字节位置1096到1103的8字节用作保留区域。另外，在字节 位置1112到1119的8字节用作保留区域。在字节位置1120到1123的4字节指示TDFL的第一簇的第一 PSN (DFL的第一簇的第一PSN)。
同样地，每后续的4字节指示TDFL的第二到第八簇的第一
PSN。
TDFL的第 一簇的第一 PSN到TDFL的第八簇的第一 PSN用作 TDFL指针，并且有效的TDFL利用这些TDFL指针来指示，如图7 所示。
在字节位置1152到1183的32字节用作保留区域。
在字节位置1184到1187的4字节指示SRRI的第一 PSN( SRRI
的第一 PSN ) 。 SRRI的第一 PSN用作SRRI指针，并且有效的SRRI
利用该SRRI指针来指示，如图7所示。
在字节位置1188到1191的4字节指示在双层盘的情况下SBM
的第一PSN (LI的SBM的第一PSN)。
在下一字节位置1192到1215的24字节用作保留区域。 在字节位置1216到1219的4字节指示ISA中接下来要记录的
地址(ISAO的下一可用PSN)。
另外，在字节位置1220到1223的4字节指示OSA中接下来要
记录的地址(OSAO的下一可用PSN)。
当由于替换过程而使用ISA或OSA时，这些值被更新以指示要 接下来写入的地址。
在字节位置1224到1227的4字节指示在双层盘的情况下OSA1 中接下来要记录的地址(OSA1的下一可用PSN)。在字节位置l228 到1231的4字节指示在双层盘的情况下ISA1中接下来要记录的地址 (ISA1的下一可用PSN)。
在字节位置1232到1915的684字节用作保留区域。
在字节位置1916到1919的4字节指示关于记录的年、月和曰的 信息(记录的年/月/日)。
另外，字节位置1920到2048指示驱动ID。如图中所示，作为 该驱动ID，记录有制造商名称(48字节)、附加ID (站字节)和唯一序列号(32字节)。 3-3 TDFL
接下来，将描述TDFL (临时DFL)的配置。如上所述，TDFL 通过被包括在TDMS更新单元中更被更新。
在图9中，簇号/数据帧号指示TDFL内的簇号以及2048字节的 扇区单元。数据帧中的字节位置指示每个数据帧中的字节位置。
至于TDFL的内容，字节位置0到64指示包括TDFL管理信息 的TDFL头部(临时缺陷列表头部)。
该TDFL头部包括以下信息诸如用于标识作为TDFL簇的相 应簇的信息、版本、TDFL更新(TDFL记录/更新)计数、以及TDFL 信息块的条目数(DFL/LOW条目)。
从字节位置64向上的字节指示包括多个信息块的临时缺陷列 表。每个信息块的大小是8字节。如果存在N个信息块，则临时缺陷 列表的大小是Nx8字节。
8字节的一个信息块代表一条替换信息，并且用作一个DFL条 目或LOW条目。
尽管DFL条目和LOW条目是实质相同的替换信息，但是为了 描述的方便，DFL条目被设置作为用于缺陷区域的替换信息，并且 LOW ( Logical Overwrite,逻辑覆写)条目被"i殳置作为用于数据覆写 的替换信息，
由于DFL和LOW条目实质代表相同的过程(替换过程)，因 此这些条目可以作为临时缺陷列表内的信息块共存。
临时缺陷列表是多个DFL条目和LOW条目的集合。DFL条目 和LOW条目的总组合数目在单层盘的情况下最大是3r759。
紧邻在临时缺陷列表之后记录有8字节的临时缺陷列表终止符， 以指示临时缺陷列表在这里终止。其后，直到该簇的结尾都填满O。
图10A中示出了构成每个信息块的8字节DFL条目的配置。应 当注意，对LOW条目应用相同的格式。
在8字节(=64比特)中，比特b63到b60的4比特指示状态1。比特b59到b32的28比特指示原始簇地址(原始簇第一PSN)。 比特b31到b28的4比特指示状态2。
比特b27到b0的28比特指示替换簇地址(替换簇第一 PSN )。 状态l、 2的含义在图10B中示出。
在状态l、 2是"0000"、 "0000"的情况下，相应的DFL条目(或 LOW条目)是正常替换信息。
即，l簇的替换过程由记录在该条目中的原始簇地址和替换簇地 址指示。即， 一个条目被创建以描述基于缺陷检测的替换过程，或用 于数据覆写的替换过程。
在指示缺陷替换的DFL条目的情况下，替换簇地址是图1所示 的空闲区域(ISA或OSA)中的地址。
在由于数据覆写的替换过程而引起的LOW条目的情况下，替换 簇地址是在用户数据区域内的一个选定地址。但是，应当注意，替换 蔟地址可以从ISA或OSA内选择。
在状态l、 2是"0001"、 "0000"的情况下，相应的DFL条目指示 还未被替换的缺陷簇。
对此，可能存在这样一种情况即使当在数据写入等时发现了缺 陷簇的情况下，也无法执行利用ISA或OSA的替换过程。在这种情 况下，尽管不执行替换过程，但是缺陷簇被注册作为一个DFL条目。
该DFL条目的状态1、 2是"0001"、 "0000",从而缺陷簇被指示 为比特b59到b32的原始簇。由于在这种情况下不存在替换簇，因此 例如在比特b27到b0写入零数据。
在状态1、 2是"0000"、 "0001，，的情况下，相应的条目指示突发
块替换的起始地址，
在状态l、 2是"0000"、 "0010"的情况下,相应的条目指示突发
块替换的结尾地址。
突发块替换是指用于一次替换多个物理上相邻的簇的替换过程。 即，在状态1、 2为"0000"、 "0001"的条目中，在多个蔟的范围
内的第 一簇的第一 PSN要被替换，并且在多个替换簇的范围内的第一簇的第一PSN被记录。
另外，在状态1、 2为"0000"、 "0010"的条目中，在多个蔟的范 围内的结尾簇的第一 PSN要被替换，并且在多个替换簇的范围内的结 尾簇的第一PSN被记录。
这两个条目允许多个相邻簇的范围被集中管理以用于替换过程。 即，当一次替换/管理多个物理上相邻的簇时，没有必要为多个簇中的 每一个创建一个条目，而是可以创建两个条目(分别用于第一簇和结 尾簇)就足够了。
尽管DFL和LOW条目在TDFL内以相同的格式共存，但是当 根据本实施例的盘被加载到没有数据重写能力的设备中时，DFL和 LOW条目两者都被解释成DFL条目，并且在重放时读取的簇以正常 方式被重放，从而确保重放兼容性。
3國4 SRR和SRRI
接下来，将描述SRR (顺序记录范围)和SRRI (顺序记录范围 信息)。
SRR的结构在图IIA到11C中示出。SRR是指用在相对于根据 本实施例的写一次盘的顺序记录模式中的写区域(顺序记录范围)， 并且具有与€0上的轨道类似的以下特征<1>到<5>。
O在SRR内，在地址增加方向上进行记录，并且SRR只能有 一个可记录的地址(额外记录点)。作为额外记录点的地址被称为 NWA (下一可写地址，PSN)。
如图IIA所示，如果SRR内最后记录的地址是LRA(最后记录 地址，PSN),则NWA由以下公式代表。
NWA = (ip(LRA/32)+l) * 32 (当LRA * 0时)
NWA = SRR的起始PSN (当LRA = 0时)
这里，ip(N)代表小于N的最大整数。
即，如果SRR中已经记录有数据，则NWA变成包括LRA的簇 的下一簇的第一地址(PSN)。如果SRR中还没有记录数据，则NWA 是SRR的第一地址(PSN)。<2>SRR取开放或封闭状态中的任何一个。
为此，图11A中的开放SRR代表可记录的SRR(即，具有NWA)， 并且图11B中的封闭SRR代表不可记录的SRR(即，不具有NWA)。
<3>在盘上确保开放SRR的过程被称为SRR的保留，并且将开 放SRR状态改变成封闭状态的过程被称为SRR的封闭。
<4>在盘上可以存在多个(最大7927个)SRR,其中同时可以 存在多达16个开放SRR。
<5>要写入的SRR可以按任意顺序选择。
在实际操作中，当在文件数据之前留出了文件系统管理区域时， 开放SRR被保留，并且在文件数据被记录到盘上之后，文件系统管 理信息被记录到文件系统管理区域中。
图11C示出了当按顺序记录模式执行记录时的盘采样布局。
在该盘上存在四个SRR( SRR#1到SRR#4 )，并且SRR#1、SRR#3 和SRR#4是开放SRR，而SRR弁2是封闭SRR。
当额外向该盘上记录数据时，记录可以从NWA1、 NWA3和 NWA4中的任何一个起执行。
作为如上所述用于管理SRR的信息，通过上述TDMA更新单元 来记录SRRI。
图12示出了 SRRI的配置。
SRRI包括数据帧1到31。
图12中的相对数据帧指示簇内的各个数据帧。如上所述，由于 SRRI被设在紧邻着记录在数据帧31 (数据帧31是TDMS更新单元 的最后一个数据帧)中的TDDS之前，因此如果SRRI具有M个扇 区的大小，则SRRI被设在数据帧(31-M)到数据帧30中。数据帧 中的字节位置指示每个数据帧内的字节位置。
SRRI的前64字节指示包括SRRI管理信息的SRRI头部。 该SRRI头部包括以下信息诸如用于标识作为SRRI簇的相应 簇的信息、版本、SRRI更新(SRRI记录/更新)计数、以及SRR条 目(指示SRR信息的块)的总数。从字节位置64向上的字节指示由多个SRR条目构成的列表 (SRRI条目的列表)。
包括在列表(SRRI条目列表)中的每个SRR条目的大小是8 字节。如果存在N个SRR条目，则列表的大小是Nx8字节。
8字节的SRRI终止符被记录在紧邻着最后一个SRR条目之后。 其后，直到该簇的结尾都填充0。
SRRI头部的结构在图13A中示出。
在字节位置0到1上的2字节指示包括SRRI管理信息的 SRRI-ID ( SRRI标识符)。
在字节位置2上的1字节指示SRRI格式，该格式指示SRRI格 式的版本。
在字节位置4到7上的4字节指示SRRI更新计数，SRRI更新 计数指示对SRRI执行的更新的次数。
在字节位置12到15上的4字节指示SRR条目的数目，该数目 指示SRR条目的总数。
在字节位置16上的1字节指示开放SRR的数目，该数目指示起 状态是开放的的SRR的总数。
从字节位置20向上记录了编辑所有的开放SRR号的列表(开放 SRR号的列表)。
该列表(开放SRR号的列表)的结构在图13B中示出。每个开 放SRR号由2字节描述，并且总共16个开放SRR号由32字节描述。 如果开放SRR的总数小于16，则列表(开放SRR号的列表)的剩余 部分被填充0。每次开放SRR的总数增大或减小时，列表(开放SRR 号的列表)的内容就必须被校正并按照降序分类。
图14示出了跟在上述SRRI头部之后要注册在图12中的条目列 表(SRRI条目的列表)中的SRR条目的配置。条目数被设置为i.
指示给定SRR的每个SRR条目长8字节(64比特)。
比特b63到b60的4比特被保留(未定义)。
比特b59到b32的28比特指示在用户数据区域中存在的SRR#i的起始地址。即，指示SRR弁i的起始蔟的第一PSN。
比特b31指示会话开始。比特b31指示该SRR是否是会话的第 一SRR。如果该比特是l，则这表明该SRR是会话的第一 SRR，即， 会话从该SRR开始。
比特b30到b28的3比特被保留(未定义)。
比特b27到b0的28比特指示SRR#i中以PSN代表的LRA(最 后记录地址见图11)。
如上所述，在用户数据区域中存在的SRR的数目和地址，以及 进一步每个SRR的LRA是基于包括SRRI头部的SRRI和SRR条目 来管理的。另外，如上所述，开放SRR的NWA (下一可写地址)可 以才艮据与该SRR相对应的SRR条目中的LRA(最后记录地址)的值 来计算。
当要求对SRR的管理状态进行更新时(例如当SRR被保留时， 当从SRR中的NWA执行额外的记录时，或者当SRR是封闭的时)， 这样的SRRI通过被包括在上述TDMS更新单元中而被更新。
3-5使用空闲区域的替换过程
这里，将描述利用ISA、 OSA作为固定空闲区域的替换过程。 ISA (内空闲区域)和OSA (外空闲区域)位于数据区中的内半 径一侧和外半径一侧，作为用于缺陷簇的替换过程的空闲区域。 ISA、 OSA的大小在上述DDS、 TDDS内定义。 ISA、 OSA的大小是在初始化时确定的，并且该大小在后来保持固定。
利用ISA、 OSA的缺陷簇的替换过程以下面描述的方式进行。 例如，在基于来自主机设备的请求的数据写入时，如果被指定为 写地址的簇是缺陷簇，则可能难以执行适当的数据记录。在这种情况 下，要记录的数据被写入到ISA或OSA内的给定簇。这被称为替换 过程。
该替换过程由上述DFL条目来管理。即， 一个DFL条目被注册， 其中不能对其执行数据记录的缺陷簇的地址被设置为原始簇地址，而对于其数据已被写入到ISA或OSA中的簇的地址被设置为替换蔟地址。
应当注意，当存在用于覆写已经记录的地址的请求(即，数据覆 写请求)时，用于实际记录要被写入到目标地址的数据的替换蔟是从 用户数据区域内选择的，例如在SRR中的NWA处。
同样在数据重写的情况下，可以注册与替换相对应的LOW条 目。因为由于重写引起的数据位置替换由TDMA中的TDFL内的 LOW条目管理，所以即使当盘是写一次盘时，在实际意义上也可以 实现数据覆写(例如，从主机设备、文件系统等的OS可以看到)。
3-6 对下一 TDMA的额外记录过程
图15A到15E是图示对下一TDMA的额外记录过程的示意图， 并且示意性地示出了导入区和导出区之间的边界部分，以及设在导入 区中的TDMAO的结构。在这种情况下，TDMA1被设置在内空闲区 域中。
如上所述，导入区中的TDMAO的前3簇被分配作为访问指示符 记录区域。如图15A所示，第一簇CL0用作DMA访问指示符，下 一簇CL1用作TDMA2访问指示符，并且再下一簇CL2用作TDMA1 访问指示符。在图15A所示的状态中，数据还未被写入到TDMAl访 问指示符、TDMA2访问指示符和DMA访问指示符中的任何一个区 域。另外，数据也还未被写入到TDMAO的TDMS写区域。即，图 15A示出了其中盘是空白盘的情况。
现在，假定从图15A所示的状态起相对于用户数据区域执行若 干次数据记录的情况，因而，如图15B和15C所示，TDMS更新单 元按TDMS1、 TDMS2等的顺序被额外地逐渐记录。
应当注意，如从图15A到图15B再到图15C的转变所指示的， 信息不被记录到TDMA访问指示符中的任何一个，只要TDMA更新 单元的额外记录是在TDMAO内执行的。即，如果在TDMA访问指 示符中没有写入数据，则这意味着盘是空白盘，或者最新的TDMS 存在于TDMAO内。假定以下情况TDMS如上所述被额外地逐渐记录，并且例如， 在对TDMS更新单元的第N次额外记录(TDMSn的额外记录)时， 在可以向其写入TDMSn的TDMA0的TDMS写区域中不再有空闲区 域，如图15B所示。
当如上所述不再有用于额外记录的区域时，执行相对于新的 TDMA的TDMS的额外记录。
但是，在这种情况下，并不是立即将TDMS额外记录到下一 TDMA1，而是如图15E所示，对TDMA0的TDMS写区域内的剩余 区域进4亍填充(padding)。即，将TDMA0的TDMS写区域内的剩 余区域填充0。
其后，执行将TDMS(在这种情况下是TDMSn )记录到TDMAl 中的额外记录。
尽管未示出，但是在也相对于TDMA2额外记录TDMS的情况 下，同样地，如果在TDMA2之前的TDMA1中保留有空闲区域，则 相对于该区域执行填充。
当如上所述向下一TDMA额外记录TDMS时，才艮据该额外的记 录，信息被记录到相应的TDMA访问指示符中。当第一次向TDMA1 额外记录TDMS时，信息记录是针对TDMA1访问指示符执行的。另 外，当第一次向TDMA2额外记录TDMS时，信息记录是针对TDMA2
访问指示符执行的。
为此，图16示出了在如上所述响应于TDMS被第一次额外记录 到下一 TDMA从而信息被记录的情况下TDMA访问指示符中的数据 结构。如图16所示，TDMA访问指示符的数据结构使得其整个32扇 区的区域都填充有最新TDDS的32份拷贝。
即，响应于第一次执行的对TDMA1的额外写入，TDMA1译问 指示符被填充了额外写入到该TDMA1中的TDMS中的TDDS的拷 贝。同样地，响应于第一次执行的对TDMA2的额外写入，TDMA2 访问指示符被填充了额外写入到该TDMA2中的TDMS中的TDDS 的拷贝。如上参考图8A和8B所述，关于TDMA大小的信息被存储在 TDDS中，并且每个TDMA的第一地址和结尾地址可以根据该信息 (以及固定的TDMA1的第一地址和TDMA2的结尾地址)来计算。 一旦获得了这些第 一地址和结尾地址，就可以通过确定这些地址之间 的最新记录的地址，来获得由访问指示符指示的TDMA中的最新 TDMS的TDDS。如上所述，TDDS被写入到TDMS中的最后一个扇 区。
这样，TDMA访问指示符除了具有基于信息是否已被写入在 TDMA访问指示符中来指示在哪一个TDMA中存在最新的TDMS的 功能以外，还具有指向如上所述的最新TDDS的位置的功能。
尽管未在图中示出，但是在盘最终化时，DMA访问指示符被填 充有在此时基于最新TDDS创建的DDS的拷贝。即，DMA访问指示 符具有基于信息是否已被写入在DMA访问指示符中来指示盘是否已 被最终化的功能，并且还具有基于写入信息的内容指向DDS的位置 的功能。
4.盘驱动设备的配置
接下来，将参考图17描述适应于如上所述的写一次光盘的盘驱 动设备(盘驱动设备IO)的配置例。
盘驱动设备10通过向写一次盘应用格式化可以创建参考图1所 述的盘布局，写一次盘例如是处于如图1所示的状态的盘，其中只有 预先记录的信息区域PIC已被创建，但是在写一次区域中却没有记录 数据。另外，盘驱动设备对这样格式化的盘的用户数据区域记录数据 并从其重放数据。如果必要的话，盘驱动设备还更新TDMA。
加载到图17中的盘驱动设备IO中的盘1是上述的写一次盘。应 当注意，盘驱动设备10还能够对可重写盘执行记录和重放或者对 ROM盘执行重放.
盘1被放置在转盘(未示出)上。在记录/重放操作期间，盘1 由主轴马达52以CLV (恒定线速度)旋转地驱动。
然后，光学拾取器(光学头)51读取作为ADIP地址的管理/控制信息或者随着盘1上该凹槽轨道的摆动嵌入的预先记录的信息。
在初始化/格式化时，或者在记录用户数据时，管理/控制信息或 者用户数据被光学拾取器记录在写一次区域内的轨道中。在重放时， 所记录的数据被光学拾取器读取。
在光学拾取器51内，形成有作为激光光源的激光二极管、用于 检测反射光的光电检测器、作为激光的输出端的物镜、以及用于将激 光通过物镜照射到盘记录表面上并将激光的反射光引入到光电检测 器的光学系统(都没有示出)。
在光学拾取器51中，物镜被夹持，以便能够通过两轴机构在轨 道方向和聚焦方向上移动。
另外，光学拾取器51作为整体可以通过螺紋机构在盘的径向方 向上移动。
光学拾取器51中的激光二极管被来自激光驱动器63的驱动信号 (驱动电流)驱动以发射激光。
关于来自盘l的反射光的信息被光学拾取器51内的光电检测器 检测，并且在被提供给矩阵电路54之前根据接收光的量而被转换成 电信号。
矩阵电路54包括与来自构成光电检测器的多个光接收元件的输 出电流相关联的电流/电压转换电路、矩阵计算/放大器电路等，并且 生成通过矩阵计算过程获取的信号。
例如，矩阵电路54生成与重放数据相对应的高频信号(重放数 据信号)、用于伺服控制的聚焦误差信号和轨道误差信号，等等。
另外，矩阵电路54还生成推挽(push-pull)信号作为与凹槽摆 动有关的信号，即，用于检测摆动的信号。
应当注意，矩阵电路54有时候可以集成地设在拾取器51内。
从矩阵电路54输出的重放数据信号被提供给读/写电路55。聚焦 误差信号和轨道误差信号被提供给伺服电路61，并且推挽信号被提供 给摆动电路58。
读/写电路55对重放数据信号执行诸如二进制转换过程之类的处理，以及通过PLL技术生成重放时钟信号从而重放由光学拾取器51 读取的数据的处理，并将所生成的数据提供给调制解调器电路56。
调制解调器电路56包括在重放时用作解码器的功能部分，以及 在记录时用作编码器的功能部分。
在重放时，调制解调器电路56基于重放时钟执行作为解码过程 的游程长度受限编码的解调。
ECC编/解码器57在记录时执行用于添加纠错码的ECC编码过 程，并且在重放时执行用于纠正错误的ECC解码过程。
在重放时，ECC编/解码器57将由调制解调器电路56解调后的 数据取到内部存储器中，并执行诸如检错/纠错、去交织等之类的处理 以获得重放数据。
被ECC编/解码器57解码到重放数据中的数据被基于来自系统 控制器60的指令而读取，然后被传送到经由接口 64连接到ECC编/ 解码器57的主机设备120，主机设备120例如是个人计算机或AV(音 -视频)设备。
从矩阵电路54输出的、作为与凹槽摆动有关的信号的推挽信号 被摆动电路58处理。作为AIP信息的推挽信号被摆动电路58解调为 构成ADIP地址的数据流，并且解调后的信号被提供给地址译码器59 。
地址译码器59对所提供的数据译码以获得地址值，并将地址值 提供给系统控制器60。
另外，地址译码器59通过利用从摆动电路58提供的摆动信号的 PLL处理而生成时钟，并将时钟提供给各个组件作为例如用于记录的 编码时钟。
作为从矩阵电路54输出的与凹槽摆动有关的信号的推挽信号， 作为预先记录信息PIC的推挽信号在被提供给读/写电路55之前在摆 动电路58中受到带通滤波。在读/写电路55中，所提供的信号被转换 为二进制值以产生数据比特流，该数据比特流被ECC编/解码器57 进行ECC解码和去交织，并且作为预先记录的信息的数被提取出来。 所提取出的预先记录信息被提供给系统控制器60。系统控制器60可以基于所读取的预先记录的信息执行各种操作 设置，版权保护处理等。
在记录时从主机设备120传输记录数据。该记录数据经由接口 64被发送到ECC编/解码器57的存储器以进行緩沖。
在这种情况下，ECC编/解码器57对所緩冲的记录数据执行编 码处理，例如纠错编码、交织和子编码。
经ECC编码的数据被调制解调器电路56例如根据RLL (1-7 ) PP调制，并且所得到的数据被提供给读/写电路55。
作为如上所述在记录时用作上述编码过程的参考时钟的编码时 钟，采用了由摆动信号生成的时钟。
由编码过程生成的记录数据在读/写电路55中受到记录补偿处 理，包括相对于记录层的属性、激光光斑的配置、记录线速度等对最 优记录功率的微调，以及对激光驱动脉冲波形的调节。然后，所得到 的数据被作为激光驱动脉沖发送到激光驱动器63。
在激光驱动器63中，所提供的激光驱动脉冲被应用于拾取器51 中的激光二极管以激活激光发射。因而，根据记录数据在盘l中形成 凹坑。
激光驱动器63包括所谓的APC (自动功率控制)电路，并且在 基于设在拾取器51中的激光功率监视检测器的输出监视激光输出功 率的同时控制激光输出以便变得恒定(不论温度等多少)。在记录和 重放时的激光输出的目标值是从系统控制器60给出的。在记录和重 放时，激光驱动器63控制各个激光输出电平以便变为其目标值。
伺服电路61根据来自矩阵电路54的聚焦误差信号和轨道误差信 号生成各种伺服驱动信号，例如聚焦、轨道和螺紋伺服驱动信号，以 执行各种伺服操作.
具体而言，基于聚焦误差信号和轨道误差信号生成聚焦驱动信号 和轨道驱动信号，以驱动拾取器51中两轴机构的聚焦线圏和轨道线 圏。因而，由拾取器51、矩阵电路54、伺服电路61和两轴机构形成 了轨道祠服环路和聚焦伺服环路。伺服电路61响应于来自系统控制器60的轨道跳过(track-jump) 命令而关闭轨道伺服环路，并且输出跳过驱动信号以执行轨道跳过操 作。
伺服电路61还基于来自系统控制器60的访问执行控制等生成作 为轨道误差信号的低频分量而获得的滑动误差信号或滑动驱动信号， 从而驱动滑动机构53。滑动机构53具有一种包括用于夹持拾取器51 的主杆、滑动马达、传动齿轮等的机构(未示出)。滑动马达根据滑 动驱动信号来驱动以实现所需的拾取器51的滑动。
主轴伺服电路62控制主轴马达52以执行CLV旋转。
主轴伺服电路62获得通过对作为主轴马达52的当前旋转速度信 息的摆动信号执行PLL处理而生成的时钟，并且将所获得的信息与 预定的CLV参考速度信息相比较以生成主轴误差信号。
当重放数据时，在读/写电路55中通过PLL生成的重放时钟(用 于解码处理的参考时钟)用作主轴马达52的当前旋转速度信息。该 信息可以被与预定的CLV参考速度信息相比较以生成主轴误差信号。
主轴伺服电路62输出根据主轴误差信号生成的主轴驱动信号， 并且执行主轴马达52的CLV旋转。
另外，主轴祠服电路62根据来自系统控制器60的主轴反沖/制 动控制信号生成主轴驱动信号，并且使得主轴马达52执行诸如起动、 停止、加速和减速之类的操作。
伺服系统和记录/重放系统的上述各种操作是由微计算机实现的 系统控制器60控制的。
系统控制器60响应于来自主机设备120的命令而执行各种处理。
例如，当从主机设备120发送写命令时，首先，系统控制器60 将拾取器51移动到要写入的地址。然后，从主机设备120传送来的 数据(例如，MPEG视频数据、音频数据等)被ECC编/解码器57 和调制解调器电路56以上述方式编码。如上所述，来自读/写电路55 的激光驱动脉冲被提供给激光驱动器63，从而执行记录。
例如，当从主机设备120提供请求传送记录在盘1上的给定数据片段(MPEG视频数据等)的读命令时，首先，执行对指定地址的搜 寻控制。具体而言，向伺服电路61发布一个命令以执行使得拾取器 51访问由搜寻命令指定的目标地址的操作。
然后，执行用于将指定数据段的数据传送到主机设备120所必需 的操作控制。具体而言，从盘l读取数据，读/写电路55、调制解调 器电路56和ECC编/解码器57对所读取的数据执行解码/緩沖等，并 且传送所请求的数据。
当记录和重放数据时，系统控制器60可以使用由摆动电路58 和地址译码器59检测得到的ADIP地址来执行记录/重放操作的访问 或控制。
在预定时刻，例如当盘l被加栽时，系统控制器60执行对记录 在盘1的BCA (如果形成有BCA的话)中的唯一 ID或作为摆动凹 槽记录在只读区域中的预先记录信息(PIC)的读取。
在这种情况下，首先，执行对BCA或预先记录数据区PR的搜 寻控制。具体而言，向伺服电路61发布一个命令以执行使得拾取器 51访问盘的最内半径一侧的操作。
然后，拾取器51执行重放跟踪以获得作为反射光信息的推挽信 号，跟着由摆动电路58、读/写电路55和ECC编/解码器57执行解码 处理以获得作为BCA信息或预先记录信息的重放数据。
基于所读取的BCA信息或预先记录信息，系统控制器60执行激 光功率设置、版权保护过程等。
图17示出了系统控制器60内的緩存60a。緩存60a例如用于保 存或更新从盘1的TDMA读取的TDDS/TDFL/SRRI等。
例如，当还未最终化的盘l被加载时，系统控制器60控制各个 組件以执行对记录在TDMA中的TDDS/TDFL/SRRI的读取，并且将 所读取的信息保存在緩存60a中。
其后，当由于数据写/重写或缺陷而执行替换过程时，系统控制 器60更新緩存60a内的SRRI、 TDFL等。
例如，当由于数据写或数据重写操作而执行替换过程并且要更新SRRI或TDFL时，TDMS更新单元可以在每次执行这种更新时被额 外记录在盘1的TDMA (或ATDMA)中。但是，在这种情况下，盘 1的TDMA的消耗变得更快。
因此，在例如当数据被额外记录并且作为SRRI的LRA (最后 记录地址)被更新的情况下，采用下面的技术。即，SRRI被在緩存 60a内更新某一次数，并且已在緩存内被更新的SRRI被TDMS更新 单元在某一时间点处记录到盘1上。
另一种可以想到的技术是执行緩存60a内TDFL/SRRI的更新， 直到盘l被从盘驱动设备弹出为止，并且在盘l弹出等时，緩存60a 内的最后的(最新的)TDFL/SRRI被写入到盘1的TDMA中。
当例如实现为个人计算机时，主机设备120包括CPU 101、接口 102、 HDD 103、 ROM/RAM 104和用户接口 105。
接口 102执行与盘驱动设备10的命令或记录/重放数据的通信。
HDD (硬盘驱动器)103用于存储AV数据、应用程序等等。
ROM/RAM 104用于存储由CPU 101激活的程序或者用作CPU IOI的工作区域。
用户接口 105代表用于执行相对于用户的输入/输出的部分或设 备，例如，用于显示视频/字母的诸如监视显示器之类的显示部件、诸 如扬声器之类的声音输出部件以及诸如键盘或开关之类的操作输入 部件。
主机设备120根据由CPU 101激活的应用程序将盘驱动设备10 用作AV数据存储介质。
作为主机设备120的实际实现模式，除了个人计算机以外，可以 想到的例如有摄像机、音频系统、AV编辑设备或者其他各种设备。
5.现有技术的管理信息获取过程
从前面的描述可以意识到，在盘1中，最后记录的TDMS更新 单元变成最新的TDMS。即，通过基于该最新TDMS获取TDFL、 SRRI 信息，可以获取记录在盘1上的最新管理信息.
为此，如上参考图7所述，在TDMS中，最新TDFL、 SRRI的记录位置由记录在其最新簇的最后一个扇区中的TDDS指向。因此， 在现有技术中，从盘1获取最新管理信息的操作是以下面描述的图18 所示的方式执行的。
图18A和18B是图示根据现有技术的管理信息获取过程的示图， 并且示意性地示出了盘1上的最后记录的TDMS更新单元。应当注意， 图中的斜线代表已记录部分，而空白部分代表未记录部分。另外，图 中的实线框指示基于簇的细分。
首先，确定地说当如上所述搜索最后更新的TDMS更新单元时， 上述如图5A到5D所示的TDMA0中的访问指示符区域的记录状态 被确定。从上面的描述可以意识到，在该访问指示符区域内，DMA 访问指示符基于在该DMA访问指示符中是否记录有信息来指示盘1 是否已被最终化。即，如果在该DMA访问指示符中已记录有信息， 则发现盘l已被最终化。因此，在这种情况下从DMA获取最新管理 信息。
另一方面，如果在DMA访问指示符中还未记录信息，则发现可 以从TDMA之一获取最新管理信息。在这种情况下，为了识别其中 记录有最新管理信息的TDMA,检查TDMA2访问指示符和TDMA1 访问指示符的记录状态。具体而言，如果在TDMA2访问指示符中记 录有信息，则发现最新TDMS存在于TDMA2中。如果只在TDMA1 访问指示符中记录有信息，则发现最新TDMS存在于TDMA1中。另 外，如果在这些TDMA访问指示符的任何一个中都没有记录信息， 则这意味着最新TDMS存在于TDMA0中，或者盘是空白盘。在这种 情况下，检查TDMAO的TDMS写区域内的记录状态，并且如果在该 区域中已记录有信息，则识别出最新TDMS存在于TDMA0中
当从基于TDMA访问指示符的记录状态识别出的TDMA内获取 最新TDMS时，搜索该TDMA中的最后记录地址。这是因为如上所 述，最新TDMS是针对最后记录的TDMS更新单元中的最后一个扇 区记录的。
应当注意，尽管如上所述TDMA0的(TDMS写区域的)起始地址和结尾地址是固定的，但是在TDMA1的情况下只有起始地址是 固定的，而在TDMA2的情况下只有结尾地址是固定的。当搜索最后 记录地址以获取最新TDDS时，搜索范围必须被设置。因此，当在 TDMA1和TDMA2中搜索最后记录地址时，有必要识别TDMA1的 结尾地址的信息以及TDMA2的起始地址的信息。
上述的TDMA1访问指示符和TDMA2访问指示符^L填充有如图 16所示的TDDS信息。即，TDMA访问指示符被填充有当针对与 TDMA访问指示符相关联的TDMA第一次记录TDMS时的最新 TDDS。由于如图8A和8B所示每个TDMA的大小被存储在该TDDS 中，因此通过获取访问指示符中的TDDS的信息，可以获取TDMA1 的结尾地址的信息，并且可以获取TDMA2的起始地址的信息。当 TDMA1是最新的时，根据TDMA1访问指示符内的TDDS中的 TDMA1的大小信息来计算TDMA1的结尾地址，并且搜索固定的起 始地址和该计算出的结尾地址之间的最后记录地址，从而搜索最新 TDDS。当TDMA2是最新的时，根据TDMA2访问指示符内的TDDS 中的TDMA2的大小信息来计算TDMA2的起始地址，并且搜索固定 的结尾地址和该计算出的起始地址之间的最后记录地址，从而搜索最 新TDDS。
至于TDMAO,可以通过搜索预设的固定起始地址和结尾地址之 间的最后记录地址，来搜索最新TDDS。
这样，在基于访问指示符区域的记录状态识别出的最新TDMA 内搜索出最后记录地址，从而使得可以搜索最新TDDS。
在图18A中，在现有技术中，作为上述对最后记录地址的搜索 结杲而识别出的最新TDDS被首先从盘l读取。具体而言，在这种情 况下，由于最小的读出单位是一簇，因此包括TDDS在内的l簇数据 被从盘1读取。
这里，如上参考图6A到6C所描述的，在TDMS更新单元中的 最后l疾内，TDDS已经存储在其最后一个扇区中。在TDDS之前的 分段中，提供了用于存储SRRI的区域(可变的)，并且在SRRI之前的分段中，提供了用于存储TDFL的区域(可变的)。
图18A示出了其中只有TDDS和SRRI被存储在TDMS更新单
元中的最后l簇内的示例。在这种情况下，TDFL填入在该最后一蔟
之前的3簇的区域中(在图中是TDFL弁0到TDFL#2)。
在图中所示的示例中，通过读取通过如上所述搜索最后记录地址
识别出的TDDS中的最后1簇，除了最新TDDS以外还读取了 SRRI信息。
在现有技术中，如图18B所示，基于通过以这种方式从盘1读 取而获取的最新TDDS来读取TDFL。即，基于TDDS中的TDFL指 针信息，从盘1读取每个TDFL的数据。
应当注意，在这种情况下，由于SRRI信息的读取已经完成，因 此从读取的数据(緩存数据)可以获取由TDDS的SRRI指针指向的 SRRI信息。
6.本实施例的管理信息获取过程
如上所述，在现有技术中，为了从TDDS信息获取最新TDFL、 SRRI，包括TDDS在内的1簇数据被首先从盘1读取，然后读取由 这样获取的TDDS中的指针信息指向的TDFL。从緩存数据内可以获 取SRRI。
但是，如上所述，根据该现有技术的方法，在执行了用于读取 TDDS的搜寻操作之后，再次需要用于读取TDFL的搜寻操作。在这 一方面，现有技术方法需要相当数量的时间，直到读取了最新管理信 息。
因此，在本实施例中，考虑到使获取最新管理信息的操作更快， 执行如图19所示的下面的管理获取过程。
应当注意，图19中所示的处理是由图17中所示的系统控制器 60执行的。另外，在该图中，假定已经基于访问指示符区域中的记录 状态识别出其中存在最新TDMS的TDMA，并且作为搜索其最后记 录地址的结果已经识别出最新TDDS的记录地址。
在图19中，首先，在步骤S101中，执行从TDDS之前NC个簇的位置到该TDDS的读取操作，并且执行用于将读取的数据保存在 第一緩存中的过程。
即，首先，相对于从作为上述搜索最后记录地址的结果而识别出 的包括最新TDDS的簇之前NC个簇的位置直到包括该TDDS的簇的 分段，执行对盘1的读操作。在这种情况下，上述"NC，，的值例如是 预先设置的预定值。
然后，在步骤S101中，这样相对于从TDDS之前NC个簇的位 置直到TDDS的分段从盘1读取的数据被保存在緩存60a内的第一緩 存区域中。
为此，尽管没有在上面参考图17描述，但是在该实施例中，緩 存60a设有用于存储从盘1读取的数据的第一緩存区域，以及用于存 储从存储在第一緩存区域中的数据获取的各种数据(SRRI、 TDFL) 的第二緩存区域，这将在后面描述。
从后续步骤S102到S104的过程是用于检查在读取的数据中是 否已包括所有TDFL的过程。
即，首先，在步骤S102中，从TDDS中的信息获取关于TDFL 蔟的数目(Ndfl)的信息。具体而言，通过根据上面图8A和8B所示 的TDDS中的字节位置1120到1151处的数据确定TDFL条目的总数， 来获取关于TDFL簇的总数(Ndfl)的信息，
在下一步骤S103中，基于TDDS中的指针，执行用于从緩存数 据内获取TDFL的过程。即，由于上述TDDS中字节位置1120到1151 处的数据用作每个TDFL的指针信息，因此基于由该指针信息指向的 PSN信息，执行用于从緩存数据内获取每个TDFL的过程。
然后，在下一步骤S104中，判断所获取的TDFL的数目(Kdfl) 与上述TDFL簇的总数(Ndfl)是否匹配。这是为了判断在上述步骤 S103的过程中是否已从緩存数据成功获取了所有的现有TDFL。
在步骤S104中，如果Kdfl-Ndfl，并且因而获得了所有TDFL 都已成功获取的肯定判断结果，则过程进行到步骤S106，在步骤S106 中所获取的TDFL被存储在緩存60a中的第二緩存区域内。另一方面，在步骤S104中，如果Kdfl-Ndfl,并且因而获得了 并不是所有TDFL都已成功获取的否定判断结果，则过程进行到步骤 S105，并且通过从盘1读取缺乏的TDFL来执行用于获取这些缺乏的 TDFL的过程。具体而言，基于在上述步骤S103中没有成功获取的 TDFL指针信息，控制所需的組件以使得从盘1读取这些TDFL,并 且获取这样读取的TDFL。然后，过程前进到上述步骤S106，在步骤 S106中，所获取的TDFL被存储到上述第二緩存区域中。
应当注意，尽管未在图中示出，但是相对于SRRI也执行与上述 对TDFL的获取过程相同的过程。确定地说，如上述图6B所示，也 可能存在SRRI未包括在最新TDMS中的情况。即，SRRI并不总是 如上面的图18A和18B所示存在于最新TDMS中的最后一簇内，而 是有时存储在最新TDMS之前的TDMS中的最后一簇内。
因此，同样对于SRRI，相对于在步骤S101中緩存的读取数据 类似地执行基于TDDS中的指针信息获取SRRI的过程，并且如果结 果是没有获取SRRI，则通过执行从盘1上由上述指针信息指向的位 置的读取操作来获取SRRI。当然，如果从緩存数据获取了 SRRI，则 该SRRI被原样存储到第二緩存区域中。
如上所述，根据该实施例，为了从盘1获取最新管理信息，并不 是像现有技术那样只读取包括最新TDDS的最后记录簇，而是从该簇 之前的预定位置读取数据。因此，最少只需要一次搜寻操作以用于读 取最新管理信息(TDFL、 SRRI)。即，现有技术需要总共两次搜寻 操作( 一次用于获取最新TDDS， 一次用于基于最新TDDS信息获取 TDFL(和SRRI))，而根据该实施例一次搜寻操作就足够了。结果， 根据该实施例，可以使获取最新管理信息的操作更快。
尽管前述描述涉及盘1是单层(SL)盘的情况，但是根据该实 施例的管理信息获取过程也可以适当地应用于具有两层或更多层的 盘。
为了比较方便，图20A和20B示出了在单层盘的情况下在TDMS 中存储有最大可能数目的TDFL的情况(图20A),以及在双层(DL)盘的情况下在TDMS中存储有最大可能数目的TDFL的情况(图 20B)。应当注意，同样在图20A和20B中，图中的实线框指示基于 簇的细分，斜线代表已记录部分，并且空白部分代表未记录部分。同 样在这种情况下，为了描述方便，最新的SRRI存在于最新TDMS的 最后一簇中。
首先，如图20A所示，在SL的情况下在TDMS中可以存储有 最大4个TDFL。具体而言，可以存储总共4个TDFL，包括TDFL#0 到TDFL#2的3簇以及最后一蔟中的TDFL#3。
作为对照，在图20B所示的DL的情况下，在TDMS中可以存 储有最大8个TDFL。即，可以存储TDFL#0到TDFL#6的7簇以及 最后一簇中的TDFL#7,
即，由于在DL的情况下数据记录区域较大，因此相比于SL的 情况可以存储更多的TDFL。
通过参考图20A和20B可以意识到，如果在DL的情况下执行 根据现有技术方法的管理信息获取过程，则用于在读取TDDS之后读 取TDFL的搜寻距离相比于SL的情况变得更长。即，搜寻操作所需 的时间变得长得多。
因此，通过在DL的情况下执行根据本实施例的管理信息获取过 程，可以使在从緩存数据成功获取所有的管理信息的情况下的减少的 时间长度变得更长，从而可以使获取最新管理信息的操作更快、更有 效。
尽管在前面已描述了本发明的实施例，但是不应当解释为本发明 局限于上述具体实施例。
例如，尽管前述描述涉及本发明被应用于写一次介质的情况，但 是本发明也可以适当地应用于可重写盘。
另外，尽管前述描述涉及本发明被应用于盘形记录介质的情况， 但是本发明也可以适当地应用于具有除了盘形以外的形状的记录介 质。同样在这种情况下，可以获得与上述实施例相同的效果。
即，本发明可以适当地应用于"包括用户数据记录区域和临时管理信息单元记录区域的记录介质，在用户数据记录区域中可以记录用 户数据，在临时管理信息单元记录区域中响应于对临时管理信息的更 新而顺序记录有临时管理信息记录单元，其中临时管理信息要响应于 向用户数据记录区域记录数据而被更新，临时管理信息记录单元能够 存储临时管理信息，并且能够在其结尾位置处存储指向临时管理信息 的记录位置的指针信息"。
尽管前述描述涉及根据本发明实施例的重放设备连接到主机设 备的情况，但是其中重放设备不连接到另 一设备的配置也是可能的。 在这种情况下，提供了操作部件或显示部件，或者数据输入/输出接口
部分的配置不同于图17所示的配置。即，可以根据用户的操作执行 记录或重放，并且可以形成用于输入和输出各种数据的终端部件。
尽管前述描述涉及根据本发明实施例的重放设备被实现为也能 够记录的记录和重放设备，但是很显然，重放设备可以实现为不具有 记录能力的只可重放设备。
本领域技术人员应当理解，取决于设计需求和其他因素可以进行 各种修改、組合、子组合和变更，只要它们在所附权利要求或其等同 物的范围内即可。
本发明包含与在2007年5月11日向日本专利局提交的日本专利 申请JP 2007-126255有关的主题，该申请的全部内容通过引用结合于 此。
权利要求
1. 一种从记录介质至少执行重放的重放设备，所述记录介质包括用户数据记录区域和临时管理信息单元记录区域，在所述用户数据记录区域中可记录用户数据，在所述临时管理信息单元记录区域中响应于对临时管理信息的更新而顺序记录临时管理信息记录单元，其中所述临时管理信息响应于数据被记录到所述用户数据记录区域而被更新，所述临时管理信息记录单元能够存储临时管理信息并且能够在其结尾位置处存储指向临时管理信息的记录位置的指针信息，所述重放设备包括用于从所述记录介质进行读取的读取装置；以及用于获取被最后记录在所述记录介质上的临时管理信息的最新版本的控制装置，所述控制装置执行以下过程读取控制过程，该过程控制所述读取装置以便当读取被最后记录在所述临时管理信息单元记录区域中的临时管理信息单元内的指针信息时，从位于包括该指针信息的分段之前的预定位置开始执行数据的读取，以及信息获取过程，该过程执行用于从响应于所述读取控制过程被读取的数据中获取由所述指针信息指向的临时管理信息的过程。
2. 如权利要求1所述的重放设备，其中如果从响应于所述读取 控制过程被读取的数据中不能获取由所述指针信息指向的临时管理 信息，则所述控制装置执行重读控制过程，该过程控制所述读取装置 执行从所述记录介质读取由所述指针信息指向的临时管理信息的操 作。
3. —种用于获取被最后记录在记录介质上的临时管理信息的最 新版本的管理信息获取方法，所述记录介质包括用户数据记录区域和 临时管理信息单元记录区域，在所述用户数据记录区域中可记录用户 数据，在所述临时管理信息单元记录区域中响应于对临时管理信息的更新而顺序记录临时管理信息单元，其中所述临时管理信息响应于数 据被记录到所述用户数据记录区域而被更新，所述临时管理信息单元 能够存储临时管理信息并且能够在其结尾位置处存储指向临时管理信息的记录位置的指针信息，所述方法包括以下步骤当读取被最后记录在所述临时管理信息单元记录区域中的临时管理信息单元内的指针信息时，从位于包括该指针信息的分段之前的预定位置开始执行数据的读取；以及执行用于从该读取的数据中获取由所述指针信息指向的临时管理信息的过程。
4. 一种从记录介质至少执行重放的重放设备，所述记录介质包 括用户数据记录区域和临时管理信息单元记录区域，在所述用户数据 记录区域中可记录用户数据，在所述临时管理信息单元记录区域中响应于对临时管理信息的更新而顺序记录临时管理信息记录单元，其中 所述临时管理信息响应于数据被记录到所述用户数据记录区域而被 更新，所述临时管理信息记录单元能够存储临时管理信息并且能够在 其结尾位置处存储指向临时管理信息的记录位置的指针信息,所述重 放设备包括从所述记录介质进行读取的读取部件；以及 获取被最后记录在所述记录介质上的临时管理信息的最新版本 的控制部件，所述控制部件执行以下过程读取控制过程，该过程控制所述读取部件以便当读取被最后 记录在所述临时管理信息单元记录区域中的临时管理信息单元内 的指针信息时，从位于包括该指针信息的分段之前的预定位置开 始执行数据的读取，以及信息获取过程，该过程执行用于从响应于所述读取控制过程 被读取的数据获取由所述指针信息指向的临时管理信息的过程。
全文摘要
本发明公开了一种包括读取部件和控制部件的重放设备，读取部件从记录介质进行读取，控制部件获取被最后记录在记录介质上的最新临时管理信息。控制部件执行读取控制过程和信息获取过程，读取控制过程控制读取部件以便当读取被最后记录在临时管理信息单元记录区域中的临时管理信息单元内的指针信息时，从位于包括该指针信息的分段之前的预定位置开始执行数据的读取，信息获取过程执行用于从响应于读取控制过程被读取的数据获取由指针信息指向的临时管理信息的过程。
文档编号G11B20/12GK101303877SQ20081009672
公开日2008年11月12日 申请日期2008年5月9日 优先权日2007年5月11日
发明者山本正晃, 石丸温, 赖本贤治 申请人:索尼株式会社