单次写入盘的数据记录/再现的制作方法

专利名称：：单次写入盘的数据记录/再现的制作方法
技术领域：
：本发明涉及用于利用逻辑可改写(overwritable)机构的单次写入盘(write-oncedisc)的一种记录方法和设备，一种再现方法和设备，以及用于这种记录设备或再现设备的半导体集成电路。
背景技术：
：通过各种活动来开发OSTA(光存储技术协会)公布的UDF(通用盘格式)规范，用于光盘的文件系统已经取得了进展。对于单次写入盘，从多会话记录向使用VAT(虚拟分配表)的逐个文件的记录，记录方法已经得到了改进。另一方面，对于可重写(rewritable)盘，从使用ECMA167规定的非顺序记录的结构到使用UDF修订版2.5(在这以后叫做UDF2.5)规定的元数据分区的结构，卷和文件结构已经得到了改进，其中的ECMA167是国际标准。使用元数据分区的优点是提取元数据(例如文件入口/目录)的性能的提高，以及提高介质遭到损坏时的坚固性。但是，不能将元数据分区用于在单次写入盘上添加数据。这是因为UDF2.5不允许使用具有VAT的元数据分区，原因是这种组合的实现存在难度。典型情况下，为单次写入盘开发一种新的记录方法也是困难的。这一困难来源于其物理特性，例如单次写入的数据不能改写，因此需要从如下几个方面来进行研究与计算机体系结构的兼容性，针对驱动设备进行实施的可能性，消费产品专用资源带来的限制，等等。本发明考虑了上述问题，其目的之一是将元数据分区优点提供给单次写入盘上的数据记录。
发明内容本发明的一种记录方法，用于将数据写入单次写入盘，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，该记录方法包括以下步骤接收写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区；判断所述写入指令所指定的逻辑扇区是对应于已记录物理扇区还是未记录物理扇区；判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于未记录物理扇区的时候，将所述数据写入所述未记录物理扇区；以及判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于已记录物理扇区的时候，将所述数据写入未记录物理扇区而不是所述已记录物理扇区，这一未记录物理扇区选自所述卷空间里多个逻辑扇区对应的多个物理扇区，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述已记录物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且将所述重新映射表写入所述单次写入盘。在本发明的一个实施例中，要写入的所述数据包括至少有文件入口的元数据。在本发明的一个实施例中，要写入的所述数据包括文件的数据。在本发明的一个实施例中，将所述数据顺序地写入所述单次写入盘上分配的轨道，该轨道具有多个物理扇区，并且所选择的未记录物理扇区是轨道内下一可写地址指定的物理扇区。在本发明的一个实施例中，所述方法还包括以下步骤接收对轨道内所述下一可写地址的查询；以及响应所述查询，提供表明轨道内所述下一可写地址的信息。在本发明的一个实施例中，所述重新映射表包括在缺陷清单的至少一部分内，该缺陷清单描述至少一个有缺陷的物理扇区。另一个反面，本发明提供一种记录设备，用于将数据写入单次写入盘，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，该记录设备包括驱动机构，用于对所述单次写入盘进行记录操作；以及驱动控制部，用于控制所述驱动机构；其中所述驱动控制部用于接收指定要将数据写入其中的至少一个逻辑扇区的写入指令，并且判断所述写入指令所指定的逻辑扇区是对应于已记录物理扇区还是未记录物理扇区，判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于未记录物理扇区的时候，所述驱动控制部控制所述驱动机构将所述数据写入所述未记录物理扇区；以及判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于已记录物理扇区的时候，所述驱动控制部控制所述驱动机构将所述数据写入未记录物理扇区而不是所述已记录物理扇区，这一未记录物理扇区选自所述卷空间里多个逻辑扇区对应的多个物理扇区，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述已记录物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且控制所述驱动机构将所述重新映射表写入所述单次写入盘。另一方面，本发明提供一种记录设备中使用的半导体集成电路，用于将数据写入单次写入盘，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，其中所述半导体集成电路用于控制驱动机构对所述单次写入盘进行记录操作，所述半导体集成电路用于接收指定要将数据写入其中的至少一个逻辑扇区的写入指令，并且判断所述写入指令所指定的逻辑扇区是对应于已记录物理扇区还是未记录物理扇区，判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于未记录物理扇区的时候，所述半导体集成电路控制所述驱动机构将所述数据写入所述未记录物理扇区，以及判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于已记录物理扇区的时候，所述半导体集成电路控制所述驱动机构将所述数据写入未记录物理扇区而不是所述已记录物理扇区，这一未记录物理扇区选自与所述卷空间里多个逻辑扇区对应的多个物理扇区，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述已记录物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且控制所述驱动机构将所述重新映射表写入所述单次写入盘。另一方面，本发明提供一种记录方法，用于将数据写入单次写入盘，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，该记录方法包括以下步骤响应第一写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，将所述数据写入与所述第一写入指令指定的逻辑扇区相对应的所述物理扇区；以及响应第二写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，将所述数据写入未记录物理扇区而不是与所述第二写入指令指定的逻辑扇区相对应的所述物理扇区，这一未记录物理扇区选自所述卷空间里多个逻辑扇区对应的多个物理扇区，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述第二写入指令指定的逻辑扇区对应的所述物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且将所述重新映射表写入所述单次写入盘。在本发明的一个实施例中，要写入的所述数据包括至少有文件入口的元数据。在本发明的一个实施例中，要写入的所述数据包括文件的数据。在本发明的一个实施例中，将所述数据顺序地写入所述单次写入盘上分配的轨道，该轨道具有多个物理扇区，并且所选择的未记录物理扇区是轨道内下一可写地址指定的物理扇区。在本发明的一个实施例中，所述方法还包括以下步骤接收对轨道内所述下一可写地址的查询；以及响应所述查询，提供表明轨道内所述下一可写地址的信息。在本发明的一个实施例中，所述重新映射表包括在缺陷清单的至少一部分内，该缺陷清单描述至少一个有缺陷的物理扇区。另一方面，本发明提供一种记录设备，用于将数据写入单次写入盘，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，该记录设备包括驱动机构，用于对所述单次写入盘进行记录操作；以及驱动控制部，用于控制所述驱动机构，其中响应第一写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，所述驱动控制部控制所述驱动机构将所述数据写入与所述第一写入指令指定的逻辑扇区相对应的所述物理扇区；以及响应第二写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，所述驱动控制部控制所述驱动机构将所述数据写入未记录物理扇区而不是与所述第二写入指令指定的逻辑扇区相对应的所述物理扇区，这一未记录物理扇区选自所述卷空间里多个逻辑扇区对应的多个物理扇区，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述第二写入指令指定的逻辑扇区对应的所述物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且控制所述驱动机构将所述重新映射表写入所述单次写入盘。另一方面，本发明提供一种记录设备中使用的半导体集成电路，用于将数据写入单次写入盘，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，其中所述半导体集成电路用于控制驱动机构对所述单次写入盘进行记录操作，响应第一写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，所述半导体集成电路控制所述驱动机构将所述数据写入与所述第一写入指令指定的逻辑扇区相对应的所述物理扇区，以及响应第二写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，所述半导体集成电路控制所述驱动机构将所述数据写入未记录物理扇区而不是与所述第二写入指令指定的逻辑扇区相对应的所述物理扇区，这一未记录物理扇区选自所述卷空间里多个逻辑扇区对应的多个物理扇区，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述第二写入指令指定的逻辑扇区对应的所述物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且控制所述驱动机构将所述重新映射表写入所述单次写入盘。另一方面，本发明提供一种再现方法，用于读取写入单次写入盘的数据，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，将重新映射表写入所述单次写入盘，该重新映射表包括多项重新映射信息，所述多项重新映射信息中的每一项将所述物理扇区的原始地址重新映射到所述卷空间中包括的物理扇区的重新映射地址，所述再现方法包括以下步骤接收读取指令，该读取指令指定要从中读取数据的至少一个逻辑扇区；判断与所述读取指令所指定的逻辑扇区对应的所述物理扇区是否应该用所述重新映射表重新映射；判定与所述读取指令指定的所述逻辑扇区相对应的所述物理扇区应该重新映射的时候，在所述重新映射表中包括的重新映射信息重新映射的重新映射地址处读取数据；以及判定与所述读取指令指定的所述逻辑扇区相对应的所述物理扇区不应该重新映射的时候，在与所述读取指令指定的所述逻辑扇区对应的所述物理扇区的地址处读取数据。另一方面，本发明提供一种再现设备，用于读取写入单次写入盘的数据，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，将重新映射表写入所述单次写入盘，该重新映射表包括多项重新映射信息，所述多项重新映射信息中的每一项将所述物理扇区的原始地址重新映射到所述卷空间中包括的物理扇区的重新映射地址，所述再现设备包括驱动机构，用于对所述单次写入盘进行再现操作；以及驱动控制部，用于控制所述驱动机构，其中所述驱动控制部用于接收读取指令，该读取指令指定要从中读取数据的至少一个逻辑扇区，并且判断与所述读取指令所指定的逻辑扇区对应的所述物理扇区是否应该用所述重新映射表重新映射，判定与所述读取指令指定的所述逻辑扇区相对应的所述物理扇区应该重新映射的时候，所述驱动控制部控制所述驱动机构在所述重新映射表中包括的重新映射信息重新映射的重新映射地址处读取数据，以及判定与所述读取指令指定的所述逻辑扇区相对应的所述物理扇区不应该重新映射的时候，所述驱动控制部控制所述驱动机构在与所述读取指令指定的所述逻辑扇区对应的所述物理扇区的地址处读取数据。另一方面，本发明提供一种再现设备中使用的半导体集成电路，用于读取写入单次写入盘的数据，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，将重新映射表写入所述单次写入盘，该重新映射表包括多项重新映射信息，所述多项重新映射信息中的每一项将所述物理扇区的原始地址重新映射到所述卷空间中包括的物理扇区的重新映射地址，其中所述半导体集成电路用于控制驱动机构对所述单次写入盘进行再现操作，所述半导体集成电路用于接收读取指令，该读取指令指定要从中读取数据的至少一个逻辑扇区，并且判断与所述读取指令所指定的逻辑扇区对应的所述物理扇区是否应该用所述重新映射表重新映射，判定与所述读取指令指定的所述逻辑扇区相对应的所述物理扇区应该重新映射的时候，所述半导体集成电路控制所述驱动机构在所述重新映射表中包括的重新映射信息重新映射的重新映射地址处读取数据，以及判定与所述读取指令指定的所述逻辑扇区相对应的所述物理扇区不应该重新映射的时候，所述半导体集成电路控制所述驱动机构在与所述读取指令指定的所述逻辑扇区对应的所述物理扇区的地址处读取数据。通过参考以下附图，阅读和理解以下详细描述，本发明的这些优点和其它优点对于本领域技术人员而言将会变得显而易见。图1说明记录文件时区域的结构；图2说明在具有图1所示状态的盘的根目录中记录数据-A文件时区域的结构；图3说明在具有较大备用区的盘的根目录中记录数据-A文件时区域的结构；图4是说明记录文件的程序的流程图；图5说明一种光盘信息记录/再现系统；图6说明驱动设备和系统控制器之间命令的传递；图7A～7D中每一个都说明针对可重写盘情形和单次写入盘情形对数据进行重新映射的时候用户数据区的块；图8A和8B中的每一个都说明将数据写入NWA的时候，用户数据区的块；图9说明重新映射表的数据结构；图10说明用来说明伪改写方法的区域结构；图11A和11B中的每一个都是说明光盘信息记录/再现系统将数据写入的程序的流程图；图12说明是消费录像机或消费视频播放机一部分的光盘信息记录/再现系统；图13是说明图12所示记录/再现系统在单次写入光盘上写入数据的程序的流程图；图14是说明图12所示记录/再现系统从单次写入光盘上读取数据的程序的流程图。具体实施例方式已经研究了驱动设备执行的单次写入盘的可改写功能。但是，将它实际应用非常困难，因为驱动设备不知道有多少数据要改写，以及要在什么地方改写数据。例如，要改写的数据储存在单次写入盘外的其它位置，而指定原始位置和替换位置的信息必须在驱动设备中进行处理。当改写数据的数据量增大的时候，需要更长的时间来搜索在什么地方进行替换。因此，因为资源(例如CPU速度和内存)较少，这种驱动设备不能以足够的性能来进行读/写。因此，新的文件系统应该能够区分要改写的数据和新写入的数据，这一新的文件系统应该能够与具有可改写功能的驱动设备匹配。于是，找到了将元数据分区用于单次写入盘的数据添加而不使用VAT的可能性。这一思想的战略重要性包括通过让装置处理已有块的改写，文件系统不需要实现这一逻辑。这样做降低了文件系统驱动程序的复杂程度。在下面的实施例中，详细给出了基于这一思想的方案。实施例1通过优化文件系统中的程序能够减少改写数据的数据量。在这个实施例中，按照具有单次写入盘可改写功能的驱动设备的新的记录方法说明基本读/写操作。在这以后，将参考附图描述本发明的实施例。图1和2说明区域的结构。图4是说明记录文件的程序的流程图。图1说明逻辑格式操作以后已经记录了文件的状态。图2说明在具有图1所示状态的盘上在根目录里已经记录了数据-A文件的状态。首先说明图1。数据区包括例如以下区域导入区、卷空间和导出区(其中导入区和导出区由物理层管理)。物理扇区是数据区里的一个可寻址单元，按照上升顺序将物理扇区号分配给每一个物理扇区。卷空间由逻辑扇区组成，按照上升顺序将逻辑扇区号分配给每一个逻辑扇区。每个逻辑扇区都预先与物理扇区唯一地对应。例如，具有逻辑扇区号0的逻辑扇区对应于具有物理扇区号10000的物理扇区，卷空间的起始地址储存在导入区中。缺陷管理区(DMA)是这样一个区域，表明替换操作中替换块地址和被替换块地址之间对应关系的信息作为缺陷清单记录在这个区域中。临时DMA(TDMA)是这样一个区域，在递增写入操作中将临时缺陷清单记录在其中。当一个盘最终禁止递增写入操作的时候，将临时缺陷清单作为缺陷清单登记在DMA中。在盘的两个部分，也就是在里头的部分和外面的部分提供DMA。于是，总共两次将缺陷清单记录在不同的区域中。在DMA中记录了盘信息，例如轨道信息、备用区的位置信息等等。备用区是替换区，通过替换操作将数据记录在其中，这种方式等效于线性替换方法。在文件系统处理的卷空间外面分配这个替换区。在这个实例中，将数据记录在备用区的一部分中。使用物理地址以内在方式指定备用区中的地址。为了简化这一说明，用SA(备用区地址)表示备用区中的相对地址。SA#m上及以后的扇区处于未记录状态。在本发明中，将一般用于缺陷管理的线性替换算法应用于驱动设备执行的改写操作。卷空间由三个轨道组成。轨道是单次写入盘上的一个区域，从轨道的开头顺序地将数据记录在其中。轨道中已记录区的末尾由驱动设备管理。轨道状态(关闭和打开)表明轨道的状态。“关闭(Close)”表明轨道中的所有扇区都已被用于数据记录。“打开(Open)”表明还有扇区还没有被用于数据记录。换句话说，可以以递增方式将数据写入打开的轨道。卷结构卷和文件结构符合UDF2.5。位于具有较小逻辑扇区号的区域里的卷结构包括卷描述符锚指针(AnchorVolumeDescriptorPointer)、卷识别序列、卷描述符序列和逻辑卷完整性序列。位于具有较大逻辑扇区号的一个区域里的卷结构包括卷描述符锚指针和卷描述符序列。在其中记录了逻辑卷完整性描述符的逻辑卷完整性序列是卷结构的一部分。但是，在这个实例中为了描述方便起见，将逻辑卷完整性描述符明确地画于卷结构之下。由于以前已经记录了卷结构，因此轨道#1和#3处于关闭状态。分配被描述为轨道#2的区域作为UDF指定的一个分区。元数据文件也叫做元数据分区。为了将它与元数据分区区分开来，将轨道#2区域叫做物理分区。在元数据文件中，事先记录未使用的区域。轨道#2是用于记录文件数据的区域。因此，已记录区以后的区域处于未记录状态。文件结构元数据位图FE(元数据位图文件文件入口)是用于管理为元数据位图分配的区域的文件入口。元数据位图是元数据文件中用于说明准备好供使用的可用扇区的位图。不仅是未记录的区域，还有通过删除文件入口或目录而成为未使用区域的区域，都记录在位图中作为可用区域。元数据文件FE(元数据文件文件入口)是用于管理为元数据文件分配的区域的文件入口。在元数据文件中，记录文件入口和目录。在UDF中，还记录文件集标识符(FileSetDescriptor)，图中没有说明这一点。根目录FE(根目录文件入口)是用于管理为根目录分配的区域的文件入口。根目录FE记录在MA#i里。根目录记录在MA#i+1里。虽然图中没有画出，但是从物理上讲，根目录FE和根目录实际上储存在备用区的扇区中。表明备用区中哪个扇区替换根目录FE和根目录的信息记录在TDMA中。MA(元数据文件地址)表明元数据文件中的相对地址。由于以前已经记录了文件，因此MA#k上和以后的区域是可用的。文件记录程序下面将参考图2和4描述将数据-A文件记录到图1所示单次写入盘上去的一个示例性程序。在步骤S101中，将元数据位图读入内存，在内存里更新，以获得元数据文件里的记录区。在步骤S102中，将目录读入内存(将在这个目录下登记文件)，然后在内存中更新。在这个实例中，读出根目录，登记数据-A文件。在步骤S103中，将目录的文件入口读入内存，更新目录的信息(例如大小、更新时间等等)。在步骤S104中，从轨道#2的未记录区开始记录数据-A文件数据。在步骤S105中，为了登记已记录数据的位置信息，在内存中产生文件的文件入口信息。在步骤S106中，记录在内存中更新或产生的数据。在图2所示的实例中，发出指令让驱动设备将元数据位图文件记录在同一个位置。由于所指定的区域是一个已记录的区域，因此，驱动设备在SA#m处记录数据，这个位置是备用区中未记录数据的开头。它得到指令将根目录记录在MA#k。因此，记录在MA#i+1处的根目录变成无效，在逻辑空间里MA#i+1处的扇区变成可用扇区。即使得到指令将数据记录到元数据文件里的一个可用区域，也不能将数据记录到那个区域，因为元数据文件里的所有区域已经事先记录过了。因此，通过替换操作在备用区里将根目录的数据记录到SA#m+1里去。替换操作是本发明的伪改写操作。如同这里所使用的一样，“伪改写操作”这个术语指的是逻辑改写操作，在这一操作中，将替换操作的机构用于响应将数据写入已记录区的指令，将数据写入未记录区。得到指令将根目录的文件入口写入MA#i。在这种情形下，MA#i是一个已记录区。因此，通过伪改写操作，将数据储存到备用区里的SA#m+2。得到指令将数据-A文件的文件入口写入MA#k+1。通过伪改写操作将这些数据储存到SA#m+3。在步骤S107中，得到指令更新逻辑卷完整性标识符，以表明文件结构的完整性状态。通过伪改写操作将数据储存到SA#m+4。图5说明本发明的光盘信息记录/再现系统500。这一信息记录/再现系统500包括系统控制器510、驱动设备520和输入/输出总线530，其中的驱动设备520用于从光盘读取信息，以及将信息写入光盘。在系统控制器510和驱动设备520之间，指令和使用命令集的响应，以及读/写数据的传递，都通过输入/输出总线530进行。系统控制器510包括控制器511和内存512。系统控制器510可以是个人计算机。控制器511可以是例如CPU(中央处理单元)这种半导体集成电路，执行本发明的实施例中描述的方法。此外，用于让控制器511执行实施例中描述的方法的程序储存在内存512中。在控制器511中，可以实现文件系统、实用程序或装置驱动程序。驱动设备520包括系统LSI521、内存522和驱动机构523。可以将用于让系统LSI521执行本发明的实施例中描述的方法的程序储存在内存522中。系统LSI521可以在半导体芯片上形成，并且可以包括微处理器。驱动机构523包括装载光盘的机构，用于在盘上读/写数据的拾取头524，用于移动拾取头524的移动机构。驱动机构523由系统LSI521控制。如上所述，可以记录文件数据而不改写，一些元数据可以用伪改写操作进行记录。典型情况下，更新文件需要的元数据的大小小于文件的数据大小，于是能够减少要改写的数据的大小。文件入口的大小是2048字节，目录的大小依赖于文件数量和文件名的长度。作为一个实例，如果每个文件名是12个字符，将39个文件记录在目录中，就可以将目录信息记录在2048字节的扇区里。因此，通过将这种新的记录方法和具有改写功能的驱动设备组合起来，基本上能够为单次写入盘实现读/写操作。实施例2这个实施例描述将文件写入单次写入盘上去的另一种记录方法，这个盘上的状态在图2所示的实施例1里作出了介绍。在图2中，未记录区只有2个扇区SA#m+5和#m+6，因此，如果将元数据位图和根目录写入备用区，就不能将根目录的文件入口和文件的文件入口写入。因此，不能记录另外的文件，即使元数据位图表明元数据文件中存在可用区域，因为备用区中的未记录区已经用完。所以，下面描述要检查备用区中未记录区大小的记录文件的一种记录方法。图3说明将图2所示的同样数据写入的盘上的区域结构。在图3中，由于通过逻辑格式化操作提供了较大的备用区，因此备用区具有比图2所示更大的未记录区。图6说明数据与命令在驱动设备和系统控制器之间的传递。可以将具体的命令应用于ANSI(美国国家标准协会)规定的标准或者INCITS(信息技术标准国际委员会)T10规定的多媒体命令集标准。步骤S601、S603、S605和S607说明系统控制器执行的程序。步骤S602、S604、S606和S608说明驱动设备执行的程序。在步骤S601中，从系统控制器请求了解装载到驱动设备里去的介质的类型，系统控制器发现这个介质是单次写入可伪改写盘，并且认识到驱动设备支持伪改写功能。在步骤S602中，驱动设备读出所装载的盘的类型信息。驱动设备还判断这个盘是否支持伪改写功能。驱动设备将这些信息告诉系统控制器。在步骤S603中，通过请求获得单次写入盘的轨道信息，系统控制器从驱动设备获得这一信息。具体而言，请求获得轨道#2中未记录区的大小，这一轨道中下一个可写地址，或者这个轨道中下一个已记录地址。为了写入文件的数据，需要事先获得上述信息，并且检查未记录区是否具有规定的大小。由于在轨道#2中能够分配另外的元数据文件，例如，对于23GB总容量的盘规定大小可以是128MB。如果未记录区的大小小于这个规定大小，就将这个盘用作只读盘。如果这个大小等于或大于规定大小，程序就走到下一步。文件入口的大小是2kB。只将文件入口记录到128MB的可用区域的时候，可以记录最多对应于65,536个文件的文件入口。在步骤S604中，驱动设备从所装载的盘的导入区、DMA或者TDMA读取与轨道数量有关的信息，位置信息，以及每个轨道的打开/关闭状态，或者最后记录的地址信息。将这些信息告诉系统控制器。在步骤S605中，指令驱动设备读取元数据位图区。结果，系统控制器获得元数据位图，并且检查是否有可用扇区。有可用扇区的时候，程序进入下一个步骤。没有可用扇区的时候，在轨道#2的未记录区中分配元数据文件的附加区域，以预约可用扇区。在这一检查过程中，通过使用可用扇区的规定大小，例如这个规定大小可以是128kB，系统控制器可以判断用于元数据文件的另外的区域是否已经被预约。在步骤S606中，驱动设备从指定区域读取数据，并且将这些数据传递给系统控制器。在步骤S607中，通过向驱动设备请求获得备用区信息，系统控制器获得这些信息，并且检查备用区中是否有具有规定大小或更大的未记录区。例如，当未记录区的大小等于或大于8MB的时候，就可以将这个盘用作可记录盘。当这个大小小于8MB的时候，就将这个盘用作只读盘。不仅将备用区用于伪改写，还用于缺陷管理。因此，需要另外的未记录区来恢复盘上有缺陷的扇区。在步骤S608中，驱动设备从所装载的盘的导入区、DMA或TDMA读取备用区的数量，备用区的大小，以及每一个备用区里未记录区的大小。将这些信息告诉系统控制器。如上所述，通过伪改写或缺陷管理将数据记录在备用区里的未记录区里。本发明的单次写入盘驱动设备具有向系统控制器发送空白区域信息以及介质类型信息的功能，因为驱动设备将数据储存在某个位置，这个位置可能不同于文件系统预期的位置。无论什么时候记录文件的时候，通过请求获得这一空白区域信息，系统控制器能够确定是否能够记录这一文件，结果，系统控制器能够以元数据文件中的相关数据正确地记录文件。实施例3在前面的实施例2中，必须在格式化单次写入盘的时候分配具有足够大小的备用区。但是，用户不可能知道将有多少文件记录到盘上去，以及文件的大小，因此，在格式化的时候确定备用区的适当大小是困难的。如果使用了所有的备用区，就不能在盘上记录任何文件，即使未记录区仍然留在用户数据区内。另一方面，如果分配一个较大的备用区，那么在用完全部用户数据区以后，未记录区有可能仍然留在备用区里。此外，每次记录文件的时候，文件系统驱动程序必须检查备用区里未记录区的大小，因此，空间管理变得很难实施。这对于计算机系统的文件系统驱动程序的实施不合适。因此，下面将介绍不仅在备用区还在用户数据区里指示替换数据的记录方法。首先，描述本发明的思想这些装置通过将新数据写入下一个可写块，并且在驱动设备储存的重新映射表中创建一个入口，来处理已有数据的改写。文件系统继续使用同样的逻辑块号，驱动设备基于表中的入口，将请求重新映射到新的位置。为了减小这个表的大小，在这些块被释放后，文件系统不重新使用这些块。也就是说，文件系统必须知道它正在使用单次写入介质，并且据此调整其操作。这个装置使用正常的卷空间来储存重新映射的数据。也就是说，它向原始块所在的同一轨道内的下一个可写位置写入。无论什么时候文件系统需要分配新空间，文件系统都向这个装置查询下一个可写块。因此，文件系统和装置为了写入共享同样的空间。其次，利用图7A～7D、8A～8B和9描述以上思想的有效性。图7A～7D和8A～8B说明用户数据区里的块。在这里，用块而不是扇区来笼统地说明这一思想。用户数据区被文件系统识别为卷空间。为每一块分配物理块地址(以后描述为PBA)和逻辑块地址(以后描述为LBA)，因此，事先确定PBA和LBA之间的对应关系，其中作为一个实例，从号100开始分配PBA，从号0开始分配LBA。图9说明驱动设备储存的重新映射表的数据结构。这个表有一些入口，每一个入口都指明原始地址和重新映射地址。这个数据结构可以是具有缺陷清单的公共数据结构，这一缺陷清单用于为可重写盘进行缺陷管理。通常情况下，以上思想看起来不是非常有效，因为用于可重写盘的时候有冲突。如图7A所示，可重写盘具有备用区，在备用区里从例如号200开始分配一个PBA。在可重写盘的常见情形中，如果将数据写入LBA2和5的块并且这些块是有缺陷的，就使用线性替换算法将这些数据储存到备用区里的块PBA200和201。这就意味着LBA2和5被重新分配给PBA200和201。因此，当卷空间里一些块因为缺陷变成不能使用的块的时候，用备用区里的好块补偿。如果将以上思想应用于可重写盘，如图7B所示，将要写入LBA2和5的数据储存到用户数据区里的块中，例如PBA103和107中。但是，这些重新映射的块PBA103和107不能用于储存被请求储存到LBA3和7的数据，因为这些块被替换为LBA2和5。这种情形破坏了提供无缺陷逻辑空间的假设，其中假设由文件系统记录任何数据时，不会减小可重写盘的数据容量。此外，在这种情形中，驱动设备不能决定重新映射数据的位置，因为文件系统可能随机地写入数据，并且只有文件系统处理指定可以用于记录的区域的空间位图。如同实施例1所描述的一样，也可以将线性替换算法应用于单次写入盘。如图7C所示，事先为单次写入盘分配备用区。如果这一块已经被改写，或者因为缺陷而不能写入，就用备用区里的块补偿这一块。作为实例，将数据D1写入LBA2的时候，如果这个块存在缺陷，就用块PBA200来补偿这个块。将数据D2写入LBA5的时候，如果PBA105已经记录了内容，就将这些数据储存到PBA201。假设要改写的块和缺陷块要用属于卷空间以外的另一个块来补偿。不仅对于可重写盘，而且对于单次写入盘，这一思想看起来都是有问题的。但是，根据本发明，单次写入盘不能保证提供象可重写盘一样的无缺陷逻辑空间，因为如果在单次写入盘的一个块上写一次，就不可能改变这个块中的数据。并且，用于单次写入盘的新的文件系统将使用顺序记录写入数据。在这一点上，这一思想对于图7D所示的单次写入盘是有效的。将数据D1、D2和D3顺序写入LBA0、1和2，在这个时候，如果块PBA102是有缺陷的，那么可以将数据写入下一个块PBA103。此外，将数据D4、D5和D6顺序写入LBA4、5和6，然后可以用更新数据D5’改写LBA5。在改写的时候，将数据储存到块PBA107，它是下一个可写位置。这样，这一思想不要求改变逻辑块号的分配，因为无论什么时候需要改写，都能将数据写入下一个可写位置，直到用户数据区被用完。在可重写盘情形中，不能将数据记录到用于重新映射的块，但是对于单次写入盘，本发明没有任何问题。例如，可以将数据记录到块LBA7。在这种情形中，将数据储存到PBA108，并且将指定从原始地址PBA107到重新映射地址PBA108的这一重新映射的入口添加到重新映射表中。如上所述，根据本发明，即使给逻辑块地址分配了两次数据，驱动设备也能够通过分配新的物理块地址给NWA来记录这些数据。对于以上思想比较实际的另一个重要点是通过查询下一个可写地址，来从文件系统到驱动设备保存重新映射表中储存的入口。图8A和8B说明减小表的大小的机构。在这个图中，事先记录块PBA100～105。如图8A所示，将数据D1写入LBA1的时候，将数据储存在下一个可写位置PBA106，增加一个入口，以说明已经将PBA101重新映射到PBA106。在这个时候，文件系统不知道数据被重新映射到哪里。如果文件系统指令将新数据D2写入前面所述的下一个可写位置LBA6，就将数据储存在下一个块PBA107，并且添加一个入口。在本发明中，在记录任何数据之前，文件系统检查更新过的下一个可写地址，以避免改写，并且指令将数据写入更新过的下一个可写地址，在图8B中它的下一个可写地址是LBA7。这样就不需要另外的入口。文件系统还不会重新分配数据给删除过的文件区域，因而因为同样的原因避免了改写的必要。更进一步，可以简化文件系统的空间管理，因为文件系统只使用每个轨道中的NWA来分配新区域用于记录。这意味着文件系统不会在备用区中检查，而且不能记录空间位图，特别是元数据位图。重新映射区域的单位可以是由多个物理扇区组成的ECC块。重新映射物理扇区的时候，这个物理扇区所属的ECC块的全部物理扇区都被重新映射。在这种情况下，重新映射表的入口中的原始地址和重新映射地址都由每个ECC块的起始扇区的物理地址指定。作为一个可寻址单元，物理块和逻辑块可以是物理扇区和逻辑扇区。即使新写入一个扇区，也要写入包括这个扇区的一个ECC块，然后将NWA移到下一个ECC块的起始扇区去。因此，要写入几个数据的时候，对这些数据进行分配，从而将这些数据写入同一个ECC块。根据本发明，可以为单次写入盘的使用提供使用元数据分区的好处。首先，在用于元数据写入的轨道内重新映射将要改写的数据，然后，提取元数据的访问能够局部化，性能能够得到改善。一般情况下，只要轨道有未记录的扇区，就将改写数据储存在同一条轨道上。记录数据将轨道用完的时候，可以将改写数据储存到其它轨道上去，因为给予了它优先权将数据写到同一轨道中其它未记录物理块上。其次，为元数据镜像文件分配另外的轨道的时候，可以记录元数据镜像文件，以提高坚固性。在这里，针对以下实例情形估计改写的潜力盘的容量是23GB(＝23×10243字节)，ECC块由32个扇区组成，扇区大小是2kB(＝23×1024字节)。如果盘上记录的文件的平均大小是128kB，目录中平均记录了10个文件，盘上能够记录大约188,000个文件和18,800个目录。当文件系统将这些文件入口组成簇，更新到ECC块中去的时候，重新映射表中需要大约6400个入口。当入口的大小是8字节的时候，表的大小变成大约50kB。当驱动设备最多能够处理256kB的重新映射表的时候，将随机地写入188,000个文件和18,800个目录。因此，本发明对于使用蓝光技术的下一代单次写入光盘也是有实际意义的。下面描述将以上思想应用于基于UDF和下一代单次写入盘的新文件系统的一个实例。图10画出了用于说明上述重新映射的区域的结构。还将实施例1中描述的区域布局用于这一实施例。缺陷管理区域(DMA)是其中记录了缺陷清单的一个区域，临时DMA(TDMA)是记录了临时缺陷清单的一个区域。重新映射表可以记录在具有缺陷清单和临时缺陷清单的DMA和TDMA中。在这里，可以将缺陷清单和临时缺陷清单用于通过缺陷管理来指定替换信息，同时使用同样的数据结构来指定重新映射信息。这样做能够简化驱动设备的实现，因为入口的解释对于缺陷管理和伪改写是相同的。当入口指定重新映射信息的时候，表中的入口表明要重新映射的块的地址和重新映射块的地址之间的对应关系。在卷空间以外分配备用区，备用区里的地址用SA(备用区地址)来表示。卷空间包括三个轨道，在每个轨道中顺序地记录数据。将轨道中未记录区的起始地址管理成下一个可写地址(NWA)。用新的术语“已使用”和“已预约”来描述轨道的状态，以便表明这些轨道中的数据是可以改写的，并且可以在已预约轨道中重新映射这些数据。已使用轨道指的是轨道中的所有扇区都已经用于数据记录。已预约指的是存在还没有记录数据的扇区。换句话说，可以将数据递增地写入已预约轨道。由于已经事先记录了卷结构，因此轨道#1是一个已使用轨道。轨道#2是分配来用于元数据记录的已预约轨道。轨道#3是分配来用于记录用户数据的已预约轨道。下面描述更新数据-A文件以及将数据-B文件记录到单次写入光盘中去的一个示例性程序。首先，读取元数据文件FE，以获得为元数据文件分配的区域，其中MA(元数据文件地址)表示元数据文件中的相对地址。当文件系统更新数据-A文件时，将文件入口读入内存并且更新文件入口，以便登记信息来指明将写入更新过的数据的位置和内存中的相关信息(例如大小和更新时间等等)。文件系统指令驱动设备在逻辑上改写数据-A文件的数据。然后，驱动设备将数据(数据-A’)物理地储存到NWA上去，因为对应的物理扇区已经记录了数据，并且驱动设备将这一入口添加到缺陷清单里。如果在查询了驱动设备以后，文件系统指令将数据写入NWA，就不需要将入口添加到缺陷清单里。在本发明中，建议采用这种方式来保存入口，因为可以将数据的位置登记在文件入口里。但是，已经更新了大文件的一部分的时候，可以改写要更新的数据，而不是将文件的全部数据写入。将数据写到盘上以后，文件系统指令在逻辑上改写文件入口(数据-A’FE)，以便说明写入的数据的位置和更新时间。然后，驱动设备在物理地将数据写入MA#k+1处示出的扇区，并且将入口储存到缺陷清单里。当文件系统将数据-B文件新记录到根目录下的时候，将目录读入内存，在内存里更新目录，将新文件(数据-B文件)添加到这个目录里。在内存中创建数据-B文件的文件入口之前，将数据-B文件的数据写入轨道#3的NWA，然后从轨道#2中示为MA#k+2的NWA开始，写入内存中的文件入口(数据-BFE)和根目录。为了说明根目录的新位置，指令改写目录的更新后文件入口，将数据写入示出为MA#k+4的NWA。于是，只是为了保存入口改写了元数据中目录的文件入口，其它元数据(文件的文件入口和目录)以及文件的数据则被写入而没有改写。为了表明文件结构的完整性，指令改写更新过的逻辑卷完整性描述符，将数据写入备用区中的扇区SA#m处。在以上伪改写操作中，可以响应将数据写入已记录区的指令把要改写的数据储存在备用区中或者已预约轨道的NWA中。储存数据的目的地可以由驱动设备来决定。类似地，因为缺陷不能将数据记录在扇区上的时候，可以通过缺陷管理在备用区或者轨道中的NWA中替换数据。图11A和11B都是说明将数据写到单次写入光盘上去的程序的流程图。下面将介绍图5中的光盘信息记录/再现系统写入数据的程序。更新文件的时候，文件系统指令写入文件数据，从而将数据写入而不进行改写，并且文件系统将通过更新已写入文件入口来创建文件入口，并且指令写入文件入口从而改写文件入口。将新文件记录在目录下的时候，文件系统创建文件的文件入口，并且通过在内存中更新已写入目录和它的文件入口来创建目录和目录的文件入口，并且指令写入文件的数据、文件入口和目录，从而写入这些数据而没有进行改写。然后，这个文件系统指令写入目录的文件入口，从而改写文件入口。图11A是控制器511执行的文件系统的程序。图11B是驱动设备520执行的程序。在步骤S1101中，系统控制器510从用户接收请求。例如，这个请求是将数据-A文件替换为新数据，或者从其它介质将数据-B文件复制到这个盘的根目录上。将要写入的数据传送到系统控制器510的内存512中，要记录数据的目的地用目录树结构中的路径名来表明。在步骤S1102中，文件系统指令驱动设备读取数据，以提取用户请求获得的目录或文件。从元数据文件中读取元数据，例如文件入口和目录。在步骤S1103中，文件系统在指令驱动设备写入数据之前查询NWA，因为有可能驱动设备会移动NWA。在步骤S1104中，响应用户请求，文件系统创建一些元数据，从而通过区分要写入的数据的类型来将要改写的数据量最小化。如同图10的说明中所描述的一样，在更新文件的情况下，文件系统创建文件入口来指定要写入的数据的位置。这个文件入口是要改写的数据。在将新文件记录到目录下的情况下，文件系统创建新文件的入口，并且更新目录，从而登记新文件和目录的文件入口。目录的文件入口是要改写的数据，其它元数据是可以写入而不需要改写的数据。在步骤S1105中，文件系统指令驱动设备从NWA开始写入不需要改写的数据。在步骤S1106中，文件系统指令驱动设备写入数据，从而在逻辑扇区上改写数据。在步骤S1105和S1106，可以用同样的写入命令来指令写入数据，因为通过在步骤S1111中检查逻辑扇区的状态，驱动设备能够判断是进行改写还是不进行改写来写入这些数据。在步骤S1111中，驱动设备从文件系统接收写入命令，该命令指明要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，并且检查事先逻辑扇区所对应的物理扇区是否已经记录了数据。在这一检查中，驱动设备利用文件系统指令在其中进行写入的逻辑扇区号来判断物理扇区的状态。当逻辑扇区号小于NWA的时候，物理扇区已经进行记录了，否则没有进行记录。如果物理扇区没有记录，就进入步骤S1112，否则(如果已经记录)就进入步骤S1113。在步骤S1112里，驱动设备将数据写入事先与逻辑扇区对应的物理扇区。在步骤S1113里，驱动设备将数据写入其它未记录物理扇区。基于ECC块重新映射数据的时候，其它未记录物理扇区是属于ECC块的扇区之一，这个ECC块是下一个可写块。例如，在ECC块是由32个扇区组成的情况下，指令改写ECC块中的第二扇区，在物理上将数据写入下一可写ECC块中的第二扇区。于是，为重新映射的ECC块保留ECC块内的相对地址。在步骤S1114里，驱动设备根据重新映射信息创建入口，以指定与逻辑扇区事先对应的物理扇区相关的原始地址，以及与在其中写入数据的物理扇区相关的重新映射地址，并且将重新映射信息储存在缺陷清单/重新映射表中。在ECC块由32个扇区组成的情况下，原始地址是原始物理扇区所属的ECC块的起始地址，重新映射地址是重新映射的物理扇区所属的ECC块的起始地址。将本发明应用于记录/再现系统(例如消费录像机或者消费放像机)的时候，文件系统和驱动设备可以由图12所示的公共微处理器控制。在这种情况下，系统文件可能不向驱动设备查询NWA，这是因为记录/再现系统知道NWA。首先，将盘载入驱动单元的时候，检查每一轨道的NWA，然后，这一系统可以在写入一些数据以后管理NWA。图12说明光盘信息记录/再现系统1200，它是消费录像机或消费放像机的一部分。信息记录/再现系统1200包括控制器1211、内存1212和驱动机构523用于在光盘上读写信息。控制器1211可以是例如半导体集成电路，例如CPU(中央处理单元)，并且执行本发明的实施例中描述的方法。还有，让控制器1211执行实施例中描述的方法的程序储存在内存1212里。在控制器1211里，可以执行文件系统、实用程序或装置驱动程序。驱动机构523可以由控制器1211控制。图13是一个流程图，这个流程图说明图12中描述的记录/再现系统将数据写入单次写入光盘上去的程序。在步骤S1301中，控制器1211从用户接收请求。例如，这一请求是替换数据-A文件作为新数据，或者将数据-B文件从其它介质复制到这个盘上的根目录下。将要写入的数据传送到内存1212，要记录数据的目的地由目录树结构中的路径名表明。在步骤S1302中，文件系统读取数据，以提取用户请求获得的目录或文件。从元数据文件读取元数据，比如文件入口和目录。在步骤S1303中，文件系统在写入数据之前得到NWA。在步骤S1304中，响应用户请求，文件系统创建一些元数据，从而通过区分要写入的数据的类型使要改写的数据量最小。如同图10的说明中所描述的一样，在更新文件的情况下，文件系统创建文件入口来指定要写入的数据的位置。这个文件入口是要改写的数据。在将新文件记录在目录下的情况下，文件系统创建新文件的文件入口，并且更新目录来登记新文件和目录的文件入口。目录的文件入口是要改写的数据，其它数据是可以写入而不改写的数据。将数据类型区分为类型I不必改写；类型II需要改写。在步骤S1305中，文件系统指令将I型数据写入从NWA开始的逻辑扇区。然后，进入步骤S1311，这个步骤是写入I型数据的操作。在步骤S1306中，文件系统指令将II型数据写入逻辑扇区。然后进入步骤S1321，执行在逻辑扇区里改写数据的操作。对于I型和II型数据，发出的写入数据的写入命令可以不同。在步骤S1311中，将数据写入事先与逻辑扇区对应的物理扇区。在步骤S1321中，以逻辑方式在逻辑扇区里改写数据，以物理方式将数据写入其它未记录物理扇区，具体地说是写入NWA。在步骤S1322中，创建作为重新映射信息的入口，以指明事先对应于逻辑扇区的物理扇区的原始地址，以及在其中写入数据的物理扇区的重新映射地址，并且将其存入缺陷清单。下面介绍使用前面利用图11和图13说明的方法，从盘上写入了数据的单次写入盘的再现程序。图14是说明图5和12所说明的记录/再现系统从单次写入光盘读取数据的程序的流程图。其中，记录/再现系统接收读取指令，该指令指明要从中读取数据的至少一个逻辑扇区。在步骤S1401里，搜索重新映射表中储存的所有入口的原始地址。由于指令要读取逻辑扇区号，因此，将事先与这个逻辑扇区相对应的物理扇区号用于搜索表明重新映射物理扇区的入口。基于ECC块进行重新映射的时候，在入口中登记ECC块的起始地址。在这种情况下，检查物理扇区号是否属于重新映射ECC块。在图5所描述的信息记录/再现系统的情况下，这一操作可以由驱动设备来完成。在步骤S1402里，如果发现入口，就进入步骤S1403，否则进入步骤S1404。在步骤S1403中，用找到的入口中表明的物理扇区的重新映射地址替换物理扇区的原始地址。如果在步骤S1402中没有找到入口，就将要读取的地址确定为与读取指令指定的逻辑扇区相对应的物理扇区的地址。如果在S1402中找到了入口，就将读取地址确定为与重新映射表中找到的原始地址相对应的重新映射地址。在步骤S1404中，在确定的地址处读取数据。如上所述，没有找到地址的时候，从与事先的逻辑扇区相对应的物理扇区读取数据，这是因为重新映射表说明逻辑扇区中储存的数据没有被重新映射到其它物理扇区。找到地址的时候，从找到的重新映射信息中重新映射地址指定的物理扇区读取数据，这是因为重新映射表中找到的入口说明逻辑扇区中储存的数据已经被重新映射。如果在卷空间中重新映射数据，特别是映射到轨道中的NWA而不是映射到备用区，就能够更块地读出数据。如同上面的实施例所描述的一样，可以将本发明应用于驱动设备，将数据写入而不改写的时候，文件系统使得要改写的数据的量最小，并且通过查询驱动设备，文件系统指令将数据写入未记录扇区。工业实用性对于提供记录方法和设备用于利用逻辑改写机构的单次写入盘，提供再现方法和设备，以及提供半导体集成电路用于记录设备或再现设备，本发明是有用的。权利要求1.一种记录方法，用于将数据写入单次写入盘，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，该记录方法包括以下步骤接收写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区；判断所述写入指令所指定的逻辑扇区是对应于已记录物理扇区还是未记录物理扇区；判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于未记录物理扇区的时候，将所述数据写入所述未记录物理扇区；以及判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于已记录物理扇区的时候，将所述数据写入未记录物理扇区而不是所述已记录物理扇区，该未记录物理扇区选自所述卷空间里多个逻辑扇区对应的多个物理扇区，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述已记录物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且将所述重新映射表写入所述单次写入盘。2.如权利要求1所述的记录方法，其中要写入的所述数据包括至少有文件入口的元数据。3.如权利要求1所述的记录方法，其中要写入的所述数据包括文件的数据。4.如权利要求1所述的记录方法，其中将所述数据顺序地写入所述单次写入盘上分配的轨道，该轨道具有多个物理扇区，并且所选择的未记录物理扇区是轨道内下一可写地址指定的物理扇区。5.如权利要求4所述的记录方法，还包括以下步骤接收对轨道内所述下一可写地址的查询；以及响应所述查询，提供表明轨道内所述下一可写地址的信息。6.如权利要求1所述的记录方法，其中所述重新映射表包括在缺陷清单的至少一部分内，该缺陷清单描述至少一个有缺陷的物理扇区。7.一种记录设备，用于将数据写入单次写入盘，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，该记录设备包括驱动机构，用于对所述单次写入盘进行记录操作；以及驱动控制部，用于控制所述驱动机构；其中所述驱动控制部用于接收指定要将数据写入其中的至少一个逻辑扇区的写入指令，并且判断所述写入指令所指定的逻辑扇区是对应于已记录物理扇区还是未记录物理扇区，判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于未记录物理扇区的时候，所述驱动控制部控制所述驱动机构将所述数据写入所述未记录物理扇区；以及判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于已记录物理扇区的时候，所述驱动控制部控制所述驱动机构将所述数据写入未记录物理扇区而不是所述已记录物理扇区，该未记录物理扇区选自所述卷空间里多个逻辑扇区对应的多个物理扇区，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述已记录物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且控制所述驱动机构将所述重新映射表写入所述单次写入盘。8.一种记录设备中使用的半导体集成电路，用于将数据写入单次写入盘，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，其中所述半导体集成电路用于控制驱动机构对所述单次写入盘进行记录操作，所述半导体集成电路用于接收指定要将数据写入其中的至少一个逻辑扇区的写入指令，并且判断所述写入指令所指定的逻辑扇区是对应于已记录物理扇区还是未记录物理扇区，判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于未记录物理扇区的时候，所述半导体集成电路控制所述驱动机构将所述数据写入所述未记录物理扇区，以及判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于已记录物理扇区的时候，所述半导体集成电路控制所述驱动机构将所述数据写入未记录物理扇区而不是所述已记录物理扇区，该未记录物理扇区选自与所述卷空间里多个逻辑扇区对应的多个物理扇区，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述已记录物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且控制所述驱动机构将所述重新映射表写入所述单次写入盘。9.一种记录方法，用于将数据写入单次写入盘，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，该记录方法包括以下步骤响应第一写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，将所述数据写入与所述第一写入指令指定的逻辑扇区相对应的所述物理扇区；以及响应第二写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，将所述数据写入未记录物理扇区而不是与所述第二写入指令指定的逻辑扇区相对应的所述物理扇区，该未记录物理扇区选自所述卷空间里多个逻辑扇区对应的多个物理扇区，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述第二写入指令指定的逻辑扇区对应的所述物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且将所述重新映射表写入所述单次写入盘。10.如权利要求9所述的记录方法，其中要写入的所述数据包括至少有文件入口的元数据。11.如权利要求9所述的记录方法，其中要写入的所述数据包括文件的数据。12.如权利要求9所述的记录方法，其中将所述数据顺序地写入所述单次写入盘上分配的轨道，该轨道具有多个物理扇区，并且所选择的未记录物理扇区是轨道内下一可写地址指定的物理扇区。13.如权利要求12所述的记录方法，还包括以下步骤接收对轨道内所述下一可写地址的查询；以及响应所述查询，提供表明轨道内所述下一可写地址的信息。14.如权利要求9所述的记录方法，其中所述重新映射表包括在缺陷清单的至少一部分内，该缺陷清单描述至少一个有缺陷的物理扇区。15.一种记录设备，用于将数据写入单次写入盘，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，该记录设备包括驱动机构，用于对所述单次写入盘进行记录操作；以及驱动控制部，用于控制所述驱动机构，其中响应第一写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，所述驱动控制部控制所述驱动机构将所述数据写入与所述第一写入指令指定的逻辑扇区相对应的所述物理扇区；以及响应第二写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，所述驱动控制部控制所述驱动机构将所述数据写入未记录物理扇区而不是与所述第二写入指令指定的逻辑扇区相对应的所述物理扇区，该未记录物理扇区选自所述卷空间里多个逻辑扇区对应的多个物理扇区，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述第二写入指令指定的逻辑扇区对应的所述物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且控制所述驱动机构将所述重新映射表写入所述单次写入盘。16.一种记录设备中使用的半导体集成电路，用于将数据写入单次写入盘，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，其中所述半导体集成电路用于控制驱动机构对所述单次写入盘进行记录操作，响应第一写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，所述半导体集成电路控制所述驱动机构将所述数据写入与所述第一写入指令指定的逻辑扇区相对应的所述物理扇区，以及响应第二写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区，所述半导体集成电路控制所述驱动机构将所述数据写入未记录物理扇区而不是与所述第二写入指令指定的逻辑扇区相对应的所述物理扇区，该未记录物理扇区选自所述卷空间里多个逻辑扇区对应的多个物理扇区，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述第二写入指令指定的逻辑扇区对应的所述物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且控制所述驱动机构将所述重新映射表写入所述单次写入盘。17.一种再现方法，用于读取写入单次写入盘的数据，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，将重新映射表写入所述单次写入盘，该重新映射表包括多项重新映射信息，所述多项重新映射信息中的每一项将所述物理扇区的原始地址重新映射到所述卷空间中包括的物理扇区的重新映射地址，所述再现方法包括以下步骤接收读取指令，该读取指令指定要从中读取数据的至少一个逻辑扇区；判断与所述读取指令所指定的逻辑扇区对应的所述物理扇区是否应该用所述重新映射表重新映射；判定与所述读取指令指定的所述逻辑扇区相对应的所述物理扇区应该重新映射的时候，在所述重新映射表中包括的重新映射信息重新映射的重新映射地址处读取数据；以及判定与所述读取指令指定的所述逻辑扇区相对应的所述物理扇区不应该重新映射的时候，在与所述读取指令指定的所述逻辑扇区对应的所述物理扇区的地址处读取数据。18.一种再现设备，用于读取写入单次写入盘的数据，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，将重新映射表写入所述单次写入盘，该重新映射表包括多项重新映射信息，所述多项重新映射信息中的每一项将所述物理扇区的原始地址重新映射到所述卷空间中包括的物理扇区的重新映射地址，所述再现设备包括驱动机构，用于对所述单次写入盘进行再现操作；以及驱动控制部，用于控制所述驱动机构，其中所述驱动控制部用于接收读取指令，该读取指令指定要从中读取数据的至少一个逻辑扇区，并且判断与所述读取指令所指定的逻辑扇区对应的所述物理扇区是否应该用所述重新映射表重新映射，判定与所述读取指令指定的所述逻辑扇区相对应的所述物理扇区应该重新映射的时候，所述驱动控制部控制所述驱动机构在所述重新映射表中包括的重新映射信息重新映射的重新映射地址处读取数据，以及判定与所述读取指令指定的所述逻辑扇区相对应的所述物理扇区不应该重新映射的时候，所述驱动控制部控制所述驱动机构在与所述读取指令指定的所述逻辑扇区对应的所述物理扇区的地址处读取数据。19.一种再现设备中使用的半导体集成电路，用于读取写入单次写入盘的数据，所述单次写入盘有多个物理扇区，所述单次写入盘包括有多个逻辑扇区的卷空间，所述多个逻辑扇区中的每一个都对应于所述多个物理扇区之一，将重新映射表写入所述单次写入盘，该重新映射表包括多项重新映射信息，所述多项重新映射信息中的每一项将所述物理扇区的原始地址重新映射到所述卷空间中包括的物理扇区的重新映射地址，其中所述半导体集成电路用于控制驱动机构对所述单次写入盘进行再现操作，所述半导体集成电路用于接收读取指令，该读取指令指定要从中读取数据的至少一个逻辑扇区，并且判断与所述读取指令所指定的逻辑扇区对应的所述物理扇区是否应该用所述重新映射表重新映射，判定与所述读取指令指定的所述逻辑扇区相对应的所述物理扇区应该重新映射的时候，所述半导体集成电路控制所述驱动机构在所述重新映射表中包括的重新映射信息重新映射的重新映射地址处读取数据，以及判定与所述读取指令指定的所述逻辑扇区相对应的所述物理扇区不应该重新映射的时候，所述半导体集成电路控制所述驱动机构在与所述读取指令指定的所述逻辑扇区对应的所述物理扇区的地址处读取数据。全文摘要本发明的一种记录方法包括以下步骤接收写入指令，该写入指令指定要在其中写入数据的至少一个逻辑扇区；判断所述写入指令所指定的逻辑扇区是对应于已记录物理扇区还是未记录物理扇区(S1111)；判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于未记录物理扇区的时候，将所述数据写入所述未记录物理扇区(S1112)；以及判定所述写入指令指定的逻辑扇区对应于已记录物理扇区的时候，将所述数据写入未记录物理扇区而不是所述已记录物理扇区(S1113)，产生包括重新映射信息的重新映射表，该信息将所述已记录物理扇区的原始地址重新映射到所选物理扇区的重新映射地址，并且将所述重新映射表写入所述单次写入盘(S1114)。文档编号G11B27/034GK1985323SQ200580023140公开日2007年6月20日申请日期2005年5月9日优先权日2004年5月10日发明者后藤芳稔,加勒特·J·布班,拉吉夫·Y·纳加尔,萨罗什·C·哈维瓦拉,拉温德·S·森德,韦莎尔·V·高特格申请人:松下电器产业株式会社,微软公司