记录设备和记录方法

专利名称：记录设备和记录方法
技术领域：
本发明涉及在记录介质例如光盘上至少执行记录的记录设备和 用于该记录设备的方法。
背景技术：
作为用于记录和再现数字数据的技术，例如，有一种使用光盘(包 括磁光盘)例如CD (压缩盘)、MD ( Mini盘)和DVD (数字通用 盘)作为记录介质的数据记录技术。光盘是这样一种记录介质的总称 该记录介质是通过用塑料保护金属薄板而形成的盘，并且，将激光束 照射在其上，以便根据激光束的反射光中的变化来读取信号。光盘包括只读光盘，例如，已知的CD、 CD-ROM、 DVD等； 以及可记录用户数据的光盘，例如，已知的MD、 CD-R、 CD-RW、 DVD國R、 DVD-RW、 DVD+RW、 DVE-RAM等。在可记录的光盘中， 磁光记录系统、相变记录系统、染料膜变化(dye-film-chage)记录系 统等可以被用来记录数据。染料膜变化记录系统也称为一次写入式 (write-once)记录系统。由于数据只能记录一次并且不能重写，所 以染料膜变化记录系统适用于例如数据保存之类的应用。另 一方面， 在磁光记录系统和相变记录系统中，数据可以被重写。因此，磁光记 录系统和相变记录系统用于各种应用，包括对各种内容数据例如音 乐、视频、游戏和应用程序的记录。7而且，近年来，开发了一种称为蓝光盘(Blu-ray Disc)(注册 商标)的高密度光盘，从而实现了容量的显著增加。例如，在这种高密度盘中，在波长为405nm的激光和NA为0.85 的物镜结合的情况下执行数据记录和再现。当轨道间距为0.32nm，线 性密度为0.12nm/bit, 64KB (千字节)的数据块是1个记录和再现单 元，并且格式效率是大约82%时，大约23.3GB (千兆字节)的容量 可以记录到直径为12cm的盘上，或者从该盘中再现。作为这样的高密度盘，甚至还开发一种一次写入式盘和可重写盘。在作为蓝光盘的例子的一次写入式BD-R(蓝光盘可记录)盘中， 数据的记录结构和该盘的缺陷信息被管理。因此，该盘具有作为管理 信息的TDMS (临时光盘管理结构)。决定将TDMS写入在设置于 盘上的预定位置中的作为管理信息记录区域的TDMA(临时盘管理区 域)中。最后写入的TDMS是有效的TDMS (例如，参见图5A到 5D)。多个TDMA设置在盘的内圆周上的只读区域和数据区域中。以 TDMAn (n=0，l，2，......)这样的方式给TDMA提供序列号。决定以号码的顺序例如TDMAO、 TDMA1、 TDMA2等使用TDMA，并从开 头开始依次连续地记录TDMA。在BD-R盘中，在其中写入TDMA访问指示器的区域固定在 TDMAO的开头(第一临时管理信息记录区域)，该TDMA访问指示 器指示哪个TDMA是有效的(即，最新的TDMS写入在哪个TDMA中)。在这种情况下，在其中最新的TDMS写入在TDMAO中的状态 下，没有信息写入在TDMA访问指示器上。在为了更新TDMS而用 尽TDMAO并且TDMS被写入在TDMAO之后的TDMA1中的阶段， 为了指示最新的信息存在于TDMA1中，没有信息写入在TDMA1访 问指示器中。其后，以相同的方式，在为了更新TDMS而用尽TDMA1 并且TDMS被写入在TDMA2中的阶段，信息被写入在TDMA2访问指示器中，这指示最新的信息存在于TDMA2中。在图5A到5D中，在开头的DMA访问指示器指示在盘的结束 化(finalize)时是否有数据写入以及该盘是否结束化。为了减少盘识别时间，导入TDM A访问指示器和DM A访问指示器。根据上迷说明，通过检查信息是否写入在各个TDMA访问指示 器，可以检查最新的信息存在于哪个TDMA中。具体来说，当信息 只写入在TDMA1访问指示器上时，由于没有信息写入TDMA2中， 所以，可以通过从TDMA1获取最新的TDMS来正确地识别该盘。当 信息写入在TDMA2访问指示器上以及在TDMA1访问指示器上时， 可以通过从TDMA2获取最新的TDMS来正确地识别该盘。当没有信息写入在各个TDMA访问指示器上时，最新的信息存 在于TDMA0中，或者，该盘是在其上没有写入信息的空白盘。换而 言之，由于该说明是基于没有提供对应于TDMAO的访问指示器的前 提，所以，当在这两个TDMA访问指示器上都没有写入信息时，实 际上检查是否在TDMAO的TDMS写入区域中进行写入。然后，当判 定TDMS已经写入了在TDMS写入区域中时，从TDMAO中获取最 新的TDMS，以执行盘识别。相关4支术的例子包括JP-A-2006-85859和JP-A-2006-114107。发明内容如上所述，TDMA访问指示器在正确执行盘识别中是重要的信息。但是，在当前情况下对BD-R的说明中，没有对在记录时在 TI>MA访问指示器上的写入失败时所执行的处理进行详细说明。因 此，根据驱动装置，可以设想到，即使当在TDMA访问指示器上的 写入失败时，TDMA访问指示器仍然没有被触及。当在TDMA访问指示器上的写入以这种方式失败时，根据 TDMA访问指示器，很难正确地指示最新的TDMS被记录在其中的TDMA。换句话说，在这种情况下，很难从该盘中正确地读出最新的 管理信息。因此，4艮难正确地执行盘识别。因此，希望提出一种用于从在TDMA访问指示器上的记录失败 恢复的恢复手段，以便防止这种情形其中，关于盘的信息识别不能 在再现侧上正确地执行。根据本发明的第一实施例，提供一种在记录介质上至少执行记录 的记录设备，该记录介质包括用户数据记录区域，用户数据可以记 录在该用户数据记录区域中；第一临时管理信息记录区域，根据在所 述用户数据记录区域中的数据记录应该更新的临时管理信息连续地 记录在该第一临时管理信息记录区域中； 一个或多个第二临时管理信 息记录区域，当为了所述临时管理信息的更新而用尽所述第 一临时管 理信息记录区域时，所述临时管理信息连续地记录在所述一个或多个 第二临时管理信息记录区域中；以及区域使用状态呈现区域，该区域 使用状态呈现区域与相应的第二临时管理信息记录区域相关联地提 供，并且根据有无信息写入来呈现所述相应的第二临时管理信息记录 区域的使用状态。所述记录设备包括记录装置，用于在所述记录介 质上执行记录；以及控制装置，用于控制所述记录装置。响应在所述区域使用状态呈现区域中进行信息记录，所述控制装 置确定所述信息记录是否成功。当确定所述信息记录失败时，所述控 制装置控制所述记录装置以在与其中所述信息记录失败的所述区域 使用状态呈现区域相对应的所述第二临时管理信息记录区域之后的 所述临时管理信息应该记录在其中的所述第二临时管理信息记录区 域中记录所述临时管理信息，然后，在与所述临时管理信息记录在其 中的所述第二临时管理信息记录区域相关联的所述区域使用状态呈 现区域中进行信息记录。根据本发明的第二实施例，提供一种在记录介质上至少执行记录 的记录设备，该记录介质包括用户数据记录区域，用户数据可以记 录在该用户数据记录区域中；第一临时管理信息记录区域，根据在所 述用户数据记录区域中的数据记录应该更新的临时管理信息连续地记录在该第一临时管理信息记录区域中； 一个或多个第二临时管理信 息记录区域，当为了所述临时管理信息的更新而用尽所述第一临时管 理信息记录区域时，所述临时管理信息连续地记录在所述一个或多个 第二临时管理信息记录区域中；以及区域使用状态呈现区域，该区域 使用状态呈现区域与相应的第二临时管理信息记录区域相关联地提 供，并且根据有无信息写入来呈现所述相应的第二临时管理信息记录 区域的使用状态。所述记录设备包括记录单元，被配置为在所述记 录介质上执行记录；以及控制单元，被配置为控制所述记录单元。响应在所述区域使用状态呈现区域中进行信息记录，所述控制单 元确定所述信息记录是否成功。当确定所述信息记录失败时，所述控 制单元控制所述记录单元以在其中所述信息记录失败的所述区域使 用状态呈现区域之后的所述区域使用状态呈现区域中执行信息记录。 当确定所述信息记录成功时，所述控制单元控制所述记录单元以在与 其中所述信息记录成功的所述区域使用状态呈现区域相对应的所述 第二临时管理信息记录区域中记录所述临时管理信息。才艮据本发明的实施例的记录设备在记录介质上执行记录，与上述 BD-R盘一样，该记录介质包括用户数据记录区域，用户数据可以 记录在该用户数据记录区域中；第 一临时管理信息记录区域 (TDMA0),根据在所述用户数据记录区域中的数据记录应该更新 的临时管理信息(TDMS)连续地记录在该第一临时管理信息记录区 域中； 一个或多个第二临时管理信息记录区域(例如，TDMA1和后 续的TDMA)，当为了所述临时管理信息的更新而用尽所述第一临时 管理信息记录区域时，所述临时管理信息连续地记录在所述一个或多 个第二临时管理信息记录区域中；以及区域使用状态呈现区域(相应的TDMA访问指示器)，该区域使用状态呈现区域与相应的第二临 时管理信息记录区域相关联地提供，并且根据有无信息写入来呈现所 述相应的第二临时管理信息记录区域的使用状态。第一实施例对应于在记录管理信息之后在使用状态呈现区域中 的信息记录。当信息写入在使用状态呈现区域中后，如上所述，确定在使用状态呈现区域中的信息记录是否成功。当信息记录失败时，在 下一个第二临时管理信息记录区域中执行管理信息的记录(拷贝)以及在与该第二临时管理信息记录区域相对应的使用状态呈现区域中执行信息记录。然后，即使当在与某一第二临时管理信息记录区域相对应的使用状态呈现区域(对应于某一TDMA的TDMA访问指示器) 中的记录失败时，也可以正确地指示最新的管理信息存在于下一个和 后续的第二临时管理信息记录区域(TDMA)中。第二实施例对应于在记录管理信息之前在使用状态呈现区域中 的信息记录。当信息以这种方式较早地写入在使用状态呈现区域中 时，如上所述，确定在使用状态呈现区域中的信息记录是否成功。当 信息记录失败时，在下一个使用状态呈现区域中执行信息记录。当信 息记录成功时，在对应于该使用状态呈现区域的第二临时管理信息记 录区域中执行管理信息的记录。然后，与在第一实施例中一样，即使 当在对应于某一第二临时管理信息记录区域的使用状态呈现区域中 的记录失败时，也可以正确地指示最新的管理信息存在于下一个和后 续的第二临时管理信息记录区域中。如上所述，根据本发明的实施例，即使当在对应于某一第二临时 管理信息记录区域的使用状态呈现区域中的信息记录失败时，也可以 正确地指示最新的管理信息存在于下一个和后续的第二临时管理信 息记录区域(TDMA)中。因此，即使当在访问指示器的一部分上的 记录失败时，也可以最终正确地指示最新的管理信息被记录被记录在 其中的TDMA。结果，可以使再现侧正确地获取最新的管理信息并正确地执行关 于记录介质的信息识别。


图l是根据本发明实施例的盘的区域结构的说明图； 图2是示出根据本发明实施例的盘的管理和控制信息区域的结 构以及可以设置在备用区域中的TDMA的例子的i^明图；12图3是根据实施例的盘的DMA的说明图；图4是根据实施例的盘的DDS的说明图；图5A到5D是根据实施例的盘的TDMA0的结构的说明图；图6A到6C是才艮据实施例的TDMS更新单元的说明图；图7是根据实施例的TDMS更新单元的写入状态的说明图；图8是根据实施例的盘的TDDS的说明图；图9是根据实施例的盘的TDFL的说明图；图10A和10B是根据实施例的盘的DFL条目(entry)的说明图；图IIA到IIC是根据实施例的盘的SRR的说明图； 图12是根据实施例的盘的SRRI的说明图； 图13A和13B是根据实施例的盘的SRRI头的说明图； 图14是根据实施例的盘的SSR条目(entry)的说明图； 图15A到15E是关于用于在下一个TDMA中进行写入的写入处 理的说明图；图16是示出在TDMA访问指示器上的数据结构的视图； 图17是示出根据实施例的盘驱动装置的内部结构的框图； 图18是用于解释使用指示器执行的盘识别处理的流程图； 图19是用于解释以往的指示器记录处理(在指示器后写入 (indicator later writing )情况下)的流程图；图20A到20D是用于解释根据实施例的指示器记录处理(指示器后写入)的流程图；图21是示出根据实施例的用于实现指示器记录处理(指示器后写入)的流程图；图22是用于解释双层盘的区域结构的例子的流程图； 图23是示出双层盘的所述TDMAO的结构的例子的视图； 图24是用于解释以往的指示器记录处理(在指示器先写入 (indicator earlier writing )的情况下)的流程图；图25A到25C是用于解释根据实施例的指示器记录处理(指示器先写入)的视图；以及图26是用于解释根据实施例的用于实现指示器记录处理(指示 器先写入)的处理操作的流程图；具体实施方式
将在下文中根据下述顺序对本发明的实施例进行解释。1. 盘结构2. DMA3. TDMA3-1 TDMA结构和TDMS更新单元3-2 TDDS3画3 TDFL3-4 SRR和SRRI3-5通过使用替换区域执行的替换处理3-6用于在下一个TDMA中进行一次写入式记录的处理4. 盘驱动装置的结构5. 通过使用指示器执行的盘识别处理6. 以往的指示器记录处理7. 根据本发明实施例的指示器记录处理1.盘结构首先，解释用于根据本实施例的记录系统中的光盘。该光盘可以 在称为蓝光盘的一种高密度光盘系统中作为一次写入式盘实施。解释在本实施例中使用的高密度光盘的物理参数的例子。关于根据本实施例的光盘的:盘大小，直径为120mm,盘厚度为 1.2mm。就这几点而言，该光盘在外观上与CD(压缩盘)系统的盘 和DVD (数字通用盘)系统的盘相同。作为用于记录和再现的激光，使用所谓的蓝色激光。光学系统的 高度被设置为NA(例如，NA=0.85),并且实现窄轨道间距(例如，14线密度(例如，0.12nm的记录线密度)。因 此，在直径为12cm的盘中，实现大约23Gbyte到25Gbyte的用户数 据容量。包括2个记录层的所谓的双层盘已经被开发出来了。在双层盘 中，用户数据容量是大约50Gbyte。图1示出整个盘的布局(区域结构)。在根据本实施例的系统中，在图1中示出的布局是通过对盘进行 格式化(初始化)处理形成的。在下述解释中，作为例子，光盘是单 层盘(SL:单层)。作为盘上的区域，读入区、数据区和读出区从盘的内圆周侧开始排列。根据关于记录和再现的区域结构，在读入区的最内侧的圆周侧上 的预先记录的信息区域PIC设置为只读区域。从读入区的管理区域到 读出区的区域设置为只能记录一次的一次写入式区域。在只读区域和一次写入式区域中，摆动凹槽(wobbling groove J 的记录轨道形成螺旋形。当通过激光点执行循迹(trace)时，该凹槽 用作循轨的导向器(guides of tracking )。数据的记录和再现通过使 用凹槽作为记录轨道来执行。在本实施例中，假定是其中数据记录在凹槽中的光盘。但是，本 发明并不局限于这样的凹槽记录光盘。本发明可以应用于岸台(land) 记录系统的光盘，在岸台记录系统中，数据记录在凹槽之间的岸台中。 本发明也可以应用于岸台-凹槽记录系统的光盘，在岸台-凹槽记录系 统中，数据记录在凹槽和岸台中。用作记录轨道的凹槽以对应于摆动信号的摆动形状形成。因此， 在用于光盘的盘驱动装置中，可以逸过下述方式来再现摆动信号当 激光点沿着记录轨道移动时，从照射在凹槽上的激光点的反射光中检 测凹槽的两个边缘位置，并且提取关于在两个边缘位置中的盘半径方 向的波动分量。在摆动信号中，对摆动信号的记录位置中的记录轨道的地址信息(物理地址和其它附加信息等)进行调制。因此，通过从摆动信号中 解调地址信息等，盘驱动装置可以在数据的记录和再现中执行地址控 制等。图1中所示的读入区是在内侧上比例如24mm的半径更远的区 域。在读入区中22,2mm到23.1mm的半径被设置为预先记录的信息 区域PIC。在预先记录的信息区域PIC中，例如记录和再现功率条件、盘上的区域信息、用于拷贝保护的信息等之类的盘信息通过凹槽的摆动被预先记录为只读信息。这些类型的信息可以通过浮雕坑(emboss pit)等记录。尽管未在图中示出，BCA (爆发切割区域(Burst Cutting Area )) 可以在比预先记录的信息区域PIC更远的内圓周侧上提供。在BCA 中，对于盘记录介质特有的唯一 ID记录在用于爆发切割记录层的记 录系统中。换句话说，条码形状的记录数据是通过形成以同心形状排 歹1的i己录才示志而形成的。在读入区中，例如，具有23.1mm到24mm的半径的范围被设置 为管理和控制信息区域。在管理和控制信息区域中，设置具有控制数据区域、DMA(盘 管理区域)、TDMAO (TDMA:临时盘管理区域)、测试写入区域 (test write area ) ( OPC )、緩冲区域等的预定格式。在管理和控制信息区域中的控制数据区域中，记录下列管理和控 制信息盘类型、盘大小、盘版本、层结构、信道位(channel bit) 长度、BCA信息、传输率、数据区位置信息、记录线速度、记录和再 现激光功率等。也在管理和控制信息区域中提供的测试写入区域(OPC )用于在 设置数据记录和再现条件(例如在记录和再现期间的激光功率)的过 程中进行测试写入等。换句话说，测试写入区域(OPC)是用于调整 记录和再现条件的区域。在管理和控制信息区域中设置DMA。通常，在盘系统的领域中，DMA称为"缺陷管理区域"。用于缺陷管理的替换管理信息记录在 DMA中。但是，在根据本实施例的盘中，不仅用于缺陷部分的替换 管理而且用于在一次写入式盘上实现数据重写的管理和控制信息也 记录在DMA中。此外，稍后描述的SRRI也被记录。因此，DMA具 有"盘管理区域，，的功能。为了让使用替换处理执行数据重写成为可能，替换管理信息的内 容必须根据数据重写更新。此外，关于数据的记录结构的管理信息等 必须根据一次写入式记录进行更新。因此，设置用于更新这些类型的 管理信息的称为TDMA的区域。在这种情况下，另外，对关于替换、数据记录结构等的管理信息 (在下文中也简称为管理信息)从TDMA0开始依次地进行记录和更 新。尽管将在稍后进行详细描述，但是，当为了管理信息的更新而用 尽TDMA0时，可以在充当用于进一步的管理信息的写入区域的 TDMA1和TDMA2中执行一次写入式记录(参见图2)。在盘的结 束化期间，最后记录在TDMA中的管理信息(最新的管理信息)记 录在DMA中。稍后详细描述DMA和TDMA。例如，在外圆周侧上比读入区远的半径为24.0mm到58.0mm的 范围设置为数据区。数据区是用户数据实际上记录和再现的区域。数 据区的开始地址ADdts和结束地址ADdte由控制数据区域的数据区 位置信息表示。在根据本实施例的盘中，在数据区中形成替换区域(备用区域)。 在这种情况下，在数据区中，在最内侧的圓周侧上设置ISA (内备用 区域)，并在最外侧的圆周侧上提供OSA (外备用区域)。ISA和 OSA被设置为用于由于缺陷而执行的替换处理的替换区域。ISA形成为从数据区的开始位置起具有预定数目的簇大小(1簇 =65536字节)。OSA形成为从数据区的结束位置起具有预定数目的簇大小。ISA 和OSA的大小在DMA中描述。在数据区中的ISA和OSA之间的部分设置为用户数据区域。用 户数据区域是通常用于用户数据的记录和再现的通常记录和再现区 域。位置，即，用户数据区域的开始地址ADus和结束地址ADue， 在DMA中描述。在本实施例中，在不可重写的一次写入式介质上的重写可以通过 使用替换处理实现。换句话说，当试图重写已经记录在某一块(例如 簇之类的区域)上的数据时，将新数据记录在另一个块中并且作为替 换管理信息管理，这与缺陷替换的情况一样，从而逻辑上实现改写 (overwriting)。在这样重写的情况下，用户数据区域中的块基本上 被用作替换目的地。在图1中，例如，在外圆周侧上比数据区远的半径为58.0mm到 58.5mm的范围设置为读出区。读出区被设置为管理和控制信息区域。 在读出区中，控制数据区域、DMA、緩冲区等以预定格式形成。在控 制数据区域中，例如，与在读入区中的控制数据区域中一样，记录各 种类型的管理和控制信息。与读入区中的DMA—样，该DMA作为 在其中记录ISA和OSA的管理信息的区域准备。管理和控制信息区域以及可以在备用区域中设置的TDMA1和 TDMA2的结构的例子在图2中示出。在除了未定义的部分(保留部分)以外的读入区中，如图所示， 形成DMA2、 OPC(测试写入区域)、TDMA0和DMA1的各个区域。 在除了未定义的部分(保留部分)以外的读出区中，形成DMA3和 DMA4的各个区域。因为(例如)控制数据区域的一部分是DMA，所以控制数据区 域没有在图中示出。在备用区域中，TDMA1和TDMA2可以如图所示那样提供。具 体来说，TDMA1可以设置在ISA中，TDMA2可以设置在OSA中。 当为了管理信息的更新而用尽读入区中提供的TDMA0时，TDMA1 和TDMA2可以设置为用于记录新的管理信息的区域。换句话说，当18TDMA1和TDMA2这2个区域如图所示那样提供，对管理信息的更 新以TDMA0、 TDMA1和TDMA2的顺序执行。在这种情况下，在 TDMA1中，只有其开始地址是固定的，而其结束地址是可变的。在 TDMA2中，只有其结束地址是固定的，而其开始地址是可变的。换 句话说，TDMA1和TDMA2的大小可以为0。当盘结束化时，在TDMA中最后更新的管理信息被写入DMA 中。如上所述，总共提供4个DMA; 2个在读入区中的DMA， 2个 在读出区中的DMA。相同的管理信息记录在DMA1到DMA4中。换 句话说，在TDMA中最后更新的相同管理信息被记录在DMA中。由 于大量相同的管理信息以这种方式写入，因此在结束化后可以更加稳 妥地执行管理信息的读出。总的来说，没有使用DMA，并且在TDMA中执行替换管理， 直到盘结束化为止。当盘结束化时，将在此时记录在TDMA中的最 新的管理信息记录在DMA中。此后，可以通过DMA执行替换管理。2. DMA记录在读入区和读出区中的DMA的结构在图3中示出。作为一 个例子，DMA的大小是32个簇。但是，DMA的大小不限于32个簇。1个簇是65536个字节，这是数据记录的最小单位。2048字节是 称为扇区(或数据帧)的单位。因此，l个簇是32个扇区(或32个 数据帧)。就用户数据的大小而言，扇区和数据帧是相同的。但是， 扇区是物理数据单位，而数据帧是逻辑数据单位。在扇区单元中分配地址。物理扇区地址称为PSN(物理扇区号)， 而逻辑扇区地址称为LSN (逻辑扇区号)。在图3中，给32个簇中的各个簇提供从1到32的簇号，以便指 示各^个'内容在DMA中的数据位置。各个内容的大小指示为簇的数目。在DMA中，盘的详细信息记录为在簇号为1到4的4个簇的部 分中的DDS (盘定义结构)。稍后参考图4描述DDS的内容。DDS的大小为1个簇，并且 DDS ,皮重复地四次记录在4个簇的部分中。簇号为5到8的4个簇的部分是缺陷列表DFL的第一记录区域 (DFL#1)。缺陷列表DFL是具有4个簇大小的数据。在缺陷列表 DFL中，列出了各个类型的替换地址信息(稍后描述的DFL条目和 LOW条目)。簇号为9到12的4个簇的部分是缺陷列表DFL的第二记录区域 (DFL#2)。第三缺陷列表和后续的缺陷列表DFL#3到DFL#6的记录区域分 别制备为具有4个簇。簇号为29到32的4个簇的部分是缺陷列表 DFL的第七记录区域(DFL#7)。换句话说，从DFL弁1到DFL#7的7个记录区域在DMA中制备 为具有32个簇。在本实施例的只能写一次的一次写入式盘的情况下，为了记录 DMA的内容，必须执行称为结束化的处理。在这种情况下，考虑到 兼容性，在DMA中写入的所有的7个缺陷列表DFL弁1到DFL#7具 有相同的内容。缺陷列表DFL的结构基本上与在稍后描述的TDMA中的TDFL (临时DFL)的结构相同。因此，省略对结构的解释。记录在图3中示出的DMA的开头处的DDS的内容在图4中示出。如上所述，DDS具有1个簇的大小(=65535字节)。 在图4中，作为字节位置，具有65536字节的DDS的开始字节显示为字节0。字节数指示各个数据内容的字节的数目。在字节位置0到1的2个字节中，记录用于识别DDS的簇的DDS标识符-"DS"。在争苹位置2的1个字节中，示出DDS模型号(格式的版本)。 在字节位置4到7的4个字节中，记录DDS的更新的次数(DDS 更新计数)。在本实施例中，在结束化期间管理信息被写入在DMA 中，并且DMA本身没有更新。在TDMA中执行对管理信息的更新。 因此，当管理信息结束化时，在TDMA中执行的DDS (TDDS;临时DDS)的更新的次数记录在字节位置中。在字节位置16到19的4个字节中，记录DMA中的驱动区域的 开始物理扇区地址。在字节位置24到27的4个字节中，记录DMA中的缺陷列表 DFL的开始物理扇区地址。在字节位置32到35的4个字节通过PSN (物理扇区号)指示 数据区中的用户数据区域的开始位置(在图1中的ADus)，即LSN 的位置(逻辑扇区号；逻辑扇区地址)"0"。在字节位置36到39的4个字节通过LSN (逻辑扇区地址)指 示数据区中的用户数据区域的结束位置(在图1中的ADue)。在字节位置40到43的4个字节中，示出数据区中的ISA的大小。在字节位置44到47的4个字节中，示出数据区中的每一层的 OSA的大小。在字节位置48到51的4个字节中，示出数据区中的ISA(在双 层盘中的第二层的ISA)的大小。在字节位置52的1个字节中，示出指示通过使用ISA和OSA 是否可以进行数据重写的替换区域可用性标志(备用区域全满标志)。 当ISA或OSA被全部使用时，替换区域可用性标志指示该效果。在字节位置54的1个字节中，示出盘证明标志。盘证明标志表 示盘的i^证状态。在字节位置56到59的4个字节中，验证的最后地址作为最后验 证的地址指针示出。除了上述字节位置以外的所有的字节位置指示为保留的(未定义 的)，并都设置为00h。在DMA中，管理信息记录在上述的数据结构中。但是，如上所 述，当盘结束化时，这些类型的信息记录在DMA中。在这种情况下， 在TDMA中的最新的管理信息被反映在管理信息上。在下面解释的TDMA中执行对缺陷管理的替换处理、以及对应21于该替换处理的对管理信息的重写和更新。3. TDMA3-1 TDMA结构和TDMS更新单元解释TDMA。与DMA—样，TDMA (临时DMA)是管理信息 记录在其中的区域。但是，当在执行与缺陷的检测或数据重写相对应 的替换处理的同时在其中附加记录管理信息时，TDMA被更新。TDMA0的结构在图5A到5D中示出。如图5A到5B所示，在 管理和控制信息区域中提供的TDMA的大小设置为(例如)2048个 簇。其中使用2048个簇的TDMA0的结构在图5C中示出。从TDMAO开头的三个蔟CLO、 CL1和CL2具有访问指示器的 功能(访问指示器区域)。簇CL2设置为TDMA1访问指示器，簇CL1设置为TDMA2访 问指示器。当信息第一次记录在TDMA中时，包括最新的TDDS(临 时盘定义结构；稍后描述)的结构记录在这些TDMA访问指示器中。 具体来说，当信息第一次记录在TDMA1中时，在TDMA1中的最新 的TDDS被记录在簇CL2的TDMA1访问指示器上。类似地，当信 息第一次记录在TDMA2中时，TDMA2中的最新的TDDS被记录在 蔟CL1的TDMA2访问指示器上。只要在TDMAO中更新信息，信息就根本不会写入在各个的 TDMA访问指示器上。从这点上发现，当信息没有写入在TDMA1访 问指示器和TDMA2访问指示器二者上时，最新的管理信息存在于 TDMAO中(当盘是空白盘时，这一点不适用)。根据上述解释发现， 当信息被写入在TDMA1访问指示器时，最新的管理信息存在于 TDMA1中，并且当信息被写入在TDMA2访问指示器中时，最新的 管理信息存在于TDMA2中。簇CLO被设置为DMA访问指示器。当DMA根据结束化处理被 记录在DMA访问指示器上时，从最新的TDMS (临时盘管理结构； 稍后描述)获取必要的信息并以参考图3解释的形式记录。如上所述，当信息没有写入在簇CL1和簇CL2二者中时，可以从TDMA0获取最新的TDMS。当信息记录在簇CL2中时，可以从 TDMA1获取最新的TDMS。当信息记录在簇CL1中时，可以从 TDMA2获取最新的TDMS。当信息记录在充当簇CLIO的DMA访问指示器上时，使盘结束 化和禁止写，并且该盘指示可以从DMA获取最新的盘信息。DMA访问指示器也充当根据信息是否写入在DMA访问指示器 上来指示盘是否结束化的信息。TDMA0的簇CL3到CL2047作为TDMS写入区域用于管理信 息的更新。形成记录在簇CL3和后续簇中的管理信息的结构称为TDMS(临 时盘管理结构)。TDMS附加记录在TDMS更新单元的各单元中，该TDMS更新 单元为1到N个簇的可变大小。在连续记录模式中，N设为"4，，。在 双层盘的情况下，N^L为"8"。例如，在图5D中，1个簇的TDMS更新单元被记录在第1个簇 CL3中，1个簇的TDMS更新单元被记录在下一个簇CL4中，2个簇 的TDMS更新单元被记录在簇CL5中。以这样的方式，当管理信息的更新是必需的时，TDMS被连续 地记录在TDMS更新单元的各单元中的连续簇中。在对TDMS更新 单元的记录中，此时在最后记录的簇的后面没有空间记录最新的 TDMS更新单元。当连续记录模式被设置为用于根据本实施例的一次写入式盘的 记录才莫式时，有三种要素形成TDMS: TDDS (临时盘定义结构)、 TDFL (临时缺陷列表)和SRRI (连续记录范围信息)。这些元素通 常记录在同一个TDMA中《具体来说，TDMS的管理信息主要包括在TDDS中。实际的替 换信息(LOW条目和DFL条目)包括在TDFL中。SRRI是记录在 用户数据区域中的SRR (连续记录范围)的管理信息。连续记录范围 等同于(例如)CD和DVD中的"轨道"。TDMS更新单元的结构在图6A到6C中示出。所有的TDMS更新单元都包括具有1个扇区大小的TDDS。TDDS被排列在形成TDMS更新单元的簇的最后一个扇区(数据帧)中。当TDFL被包括在TDMS更新单元中时，TDFL被排列在从 TDMS更新单元的开头开始的必要数量的扇区(数据帧)中。当SRRI被包括在TDMS更新单元中时，SRRI被排列在TDMS 更新单元的终端侧上，即，在紧靠TDDS之前的必要数量的扇区(数 据帧)上。图6A是包括SRRI和TDDS的TDMS更新单元的例子。TDMS 更新单元是例如1个簇。TDDS排列在TDMS更新单元的最后一个扇 区(数据帧31)。假定SRRI的大小是M个扇区，SRRI排列在紧靠 TDDS之前的M个扇区(从数据帧(31-M)到数据帧30)中。在这种情况下，由于TDFL没有被记录，所以，数据帧0到(30-M ) 被设置为零数据(OOh)。图6B是包括TDFL和TDDS的TDMS更新单元的例子。TDMS 更新单元是例如K个簇。TDDS排列在最后一个扇区(簇K的数据 帧31)中。假定TDFL的大小是N个扇区，TDFL排列在从开头开 始的N个扇区(从簇O的数据帧O到簇K的数据帧(x-l))中。请 注意，x=mod(N/32)-l。在这种情况下，由于SRRI没有被记录，所以，簇K的数据帧x 到数据帧30被设置为零数据(OOh)。图6C是包括TDFL、SRRI和TDDS的TDMS更新单元的示例。 TDMS更新单元是例如K个簇。TDDS排列在最后一个扇区(簇K 的数据帧31)中 假定TDFL的大小是N个扇区，TDFL排列在从 开头开始的N个扇区(从簇O的数据帧O到簇(K-l)的数据帧(x-l))中。SRRI排列在紧靠TDDS之前的M个扇区(从簇K的数据帧 (31-M)到数据帧30)中。24如果如图所示在TDFL和SRRI之间存在其余区域，那么该区域 以零数据(00h)填充(pad)。
不用说，形成TDMS更新单元的簇的数目随着TDFL和SRRI 的大小而不同。
图7示出其中附加记录TDMS更新单元的状态。例如，首先， 记录具有2个簇大小的TDMS更新单元#1，然后，附加记录TDMS 更新单元#2、 #3、 ....... #x、......和弁y。
例如，当TDFL的更新是必要的时，当SRRI的更新是必要的时， 或者当TDFL的更新和SRRI的更新都是必要的时，附加记录图6A 到6C中示出的那些TDMS更新单元中的以必要的形式的TDMS更 新单元。例如，当SRRI的更新是必要的而TDFL的更新不是必要的 时，使用在图6A中示出的形式。
在图7中，TDMS更新单元弁y是最新的TDMS更新单元。TDDS 通常包含在TDMS更新单元中。因此，TDMS更新单元弁y的TDDS 是有效的、最新的TDDS。
有效的SRRI和有效的TDFL由最新的TDDS指示。
为了 SRRI的更新，记录在本实施例中的TDMS更新单元弁y。 因此，在TDMS更新单元弁y中的SRRIn由最新的TDDS指示为有效 的SRRI。
如果此时在TDMS更新单元朽中的TDFLm是有效的TDFL, 那么在TDMS更新单元存x中的TDFLm由最新的TDDS指示为有效 的TDFL。
换句话说，在任何必要时附加记录在图5A到5D中示出的TDM A 中的簇CL3和后续簇中的TDMS中，在其最新的TDMS更新单元中 的TDDS是有效的TDDS。最新的SRIU和最新的TDFL由TDDS指
示o
3-2 TDDS
如上所述记录为TDMS更新单元的最后一个扇区的TDDS (临 时盘定义结构)的结构在图8中示出。TDDS由1个扇区构成(2048字节)。TDDS包括与图4中描述 的DMA中的DDS的那些内容相同的内容。DDS是1个簇(65536 字节)。但是，如参考图4所解释的一样，在DDS中的实质内容定 义一直执行到数据帧0的字节位置59。换句话说，实质内容记录在l 个簇的顶扇区(数据帧)中。因此，即使TDDS是1个扇区，DDS 内容的主要内容也可以被包含在内。如上所述，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记录在充当数据帧31的字节位置0到2047 中。TDDS具有与字节位置O到53中的DDS相同的内容。换句话说， 当通过结束化来记录DDS时，在最新的TDDS中的这些内容反映在 DDS上并4皮记录。在一直到DDS和TDDS的字节位置53的字节位置中，在字节 位置4到7中的"TDDS更新计数，，是参考图4看出的DDS的更新次数。 但是，在TDDS中，该信息是作为TDDS的创建次数的值。在TDDS 中，在字节位置24到27中的"缺陷列表的第一PSN (P—DFL)"(缺 陷列表的开始PSN)取O值，直到盘关闭处理(用于禁止一次写入式 记录超出次数的处理)被执行为止。在关闭处理期间写入在DMA中的DDS中，在结束化期间最新 的TDDS的字节位置4到7中的值被写入在DDS的字节位置4到7 中。在字节位置24到27中的缺陷列表的开始PSN被写入。在这种情况下，在字节位置56"预写入区域标志"的1个字节的 两侧上的字节位置53到55和字节位置57到63都被作为保留区域以 0填充。字节位置64到71为"在LO上的INF01/PAC1的状态位"， 字节位置72到79为"在LO上的INF01/PAC2的状态位"。字节位置 80到87和字节位置88到95分别是"在Ll上的INF01/PAC1的状态 位"和"在Ll上的INF01/PAC2的状态位"。在双层盘的情况下有效的 信息被写入在这些区域中。字节位置96到1023为保留区域。没有包含在DDS中的信息被记录在TDDS的字节位置1024和26后续位置中。
在字节位置1024的1个字节设置在记录模式中并示出盘的记录 模式。在字节位置1025的1个字节和在字节位置1026到1027的2 个字节被分别设置为通用标志位和不一致性标志。在字节位置1028 到1031的4个字节是保留区域。
在字节位置1032到1035的4个字节中，在用户数据区域中的最 后的数据记录网络扇区地址PSN被记录。在字节位置1036到1039 的4个字节是保留区域。
在字节位置1040到1043的4个字节^皮分配为具有TDMA大小 的记录区域。
换句话说，在字节位置1040到1043的4个字节中，记录在ISA 中的TDMA的大小(在内备用区域0中的TDMA的大小)，即TDMS1 的大小信息。在字节位置1044到1047的4个字节中，记录在OSA 中的TDMA的大小(在外备用区域中的TDMA的大小)，即TDMA2 的大小信息。
在字节位置1048到1051的4个字节中，记录稍后描述的在双层 盘的情况下的在ISA1中的TDMA的大小(在内备用区域1中的 TDMA的大小)信息。
在字节位置1052到1087的36个字节为保留区域。
在字节位置1088到1095和字节位置1104和1111中，分别记录 关于测试区和校准区(calibration zone )的信息。换句话说，字节位 置1088到1091为"在L0上的测试区的下一个可用PSN"。字节位置 1092到1095为"在Ll上的测试区的下一个可用PSN"。字节位置1104 到1107为"在LO上的驱动校准区的下一个可用PSN"，字节位置1108 到1111为"在Ll上的驱动校准区的下一个可用PSN，V
在字节位置1096到1103的8个字节是保留区域。在字节位置 1112到1119的8个字节也是保留区域。
在字节位置1120到1123的4个字节中，示出TDFL的第一簇 的开始PSN (DFL的第一簇的第一 PSN)。此后，TDFL的第二簇到第八簇的开始PSN在每4个字节中示出。
TDFL的第一蔟的开始PSN是各个TDFL的指针。通过使用这 些指针，如图7所示，指出有效的TDFL。
在字节位置1152到1183的32个字节是保留区域。
在字节位置1184到1187的4个字节中，示出SRRI的开始PSN (SRRI的第一 PSN ) 。 SRRI的开始PSN被设置为SRRI的指针。 通过使用该指针，如图7所示，指出有效的SRRI。
在字节位置1188到1191的4个字节中，示出在双层盘的情况下 的SBM的开始PSN (用于Ll的SBM的第一 PSN )。
在下一个字节位置1192到1215中的24个字节是保留区域。
在字节位置1216到1219的4个字节中，示出在ISA中接下来 记录的地址(ISAO的下一个可用PSN)。
在字节位置1220到1223的4个字节中，示出在OSA中接下来 记录的地址(OSA0的下一个可用PSN)。
当通过替换处理使用ISA或OSA时，ISA或OSA的值作为信 息被接下来写入其中的地址而更新。
在字节位置1224到1227的4个字节中，示出在双层盘的情况下 在OSAl中的接下来记录的地址(OSAl的下一个可用PSN)。在字 节位置1228到1231的4个字节中，示出在双层盘的情况下在ISA1 中的接下来记录的地址。
在字节位置1232到1915中的684个字节是保留区域。
在字节位置1916到1919的4个字节中，示出当执行记录时的关 于年、月和日的信息(记录的年/月/日)。
在字节位置1920到2048中，示出驱动ID ( Drive Hy,作为驱 动ID，如图所示，制造商的名称(制造商名称48个字节)、附加 的ID(附加的ID: 48字节)和唯一的序列号(唯一的序列号48个 字节)被记录。
3國3 TDFL描述TDFL (临时DFL)的结构。如上所述，由于TDFL包含 在TDMS更新单元中，所以更新TDFL。在图9中，簇号/数据帧号指示在TDFL中的簇号和2048个字节 的扇区单元。在数据帧中的字节位置(Byte position in Date Frame ) 指示在每个数据帧中的字节位置。作为TDFL的内容，从字节位置0开始的64个字节被设置为 TDFL头(临时缺陷列表头)，在TDFL头中，存储TDFL的管理信 息。TDFL头包含用于识别TDFL簇、版本、TDFL更新的次数和 TDFL信息块的条目(DFL条目和LOW条目)的数目。在字节位置64之后的字节是包含多个信息块的缺陷的临时列表 (Temporary list of Defects )。每个信息块的大小是8个字节。当呈 现N个信息块时，这些信息块的大小为Nx8个字节。由8个字节形成的一个信息块是一条替换信息，并且是DFL条 目或LOW条目。DFL条目和LOW条目基本上是相同的替换信息。但是，为了 便于解释，假设DFL条目是缺陷区域的替换信息，而LOW(逻辑改 写)条目是用于数据重写的替换信息。由于DFL条目和LOW条目基本上指示相同的处理(替换处理)， 所以这些条目可以混合为缺陷的临时列表中的信息块。缺陷的临时列表由多个DFL条目和LOW条目的集合形成。在 单层盘的情况下，DFL条目和LOW条目的总数最大是32759。紧靠缺陷的临时列表之后的临时缺陷列表结束符(Temporary Defect List Terminator )被记录在8个字节中，并指示缺陷的临时列 表完成。其后，直到其结束，该簇以O填充。作为每个信息块的8字节的DFL条目的结构在图10A中示出。 相同格式也用于LOW条目的情况下。在8字节(=64位)中的b63到b60的4位被设置为状态1。b59到b32的28位被设置为替换源地址(替换源簇的开始PSN )。b31到b28的4位^Li殳置为状态2。
b27到b0的28位被设置为替换源地址(替换目的地簇的开始 PSN)。
状态1和状态2的含义在图10B中示出。
当状态1和状态2被设置为"0000"和"0000"时，状态1和状态2 的DFL条目(或LOW条目)为通常替换信息。
对于一个簇的替换处理由记录在条目中的替换源地址和替换目 的地址指示。换句话说，基于缺陷检测的替换处理或用于数据重写的 替换处理纟皮进入。
在指示缺陷替换的DFL条目的情况下，替换目的地址是在图1 中示出的替换区域中的地址(ISA和OSA)。
在用于数据重写的替换处理中的LOW条目的情况下，替换目的 地址是在用户数据区域中选择的地址。但是，在ISA和OSA中的区 域可以在这种情况下用作替换目的地。
当状态1和状态2被z没置为"0001"和"0000"时，状态1和状态2 的DFL条目指示没有进行替换处理的缺陷簇。
即使当在数据写入期间找到缺陷簇时，替换处理也可能不能通过 使用ISA和OSA来执行。在这样的情况下，不执行替换处理。但是， 缺陷簇作为一个DFL条目被登记。
在DFL条目中，状态1和状态2表示为"0001"和"0000"，并且 缺陷簇被指示为位b59到b32的替换目的地簇。在这种情况下，由于 不存在替换目的地簇，位b27到bO被设置为例如零数据。
当状态1和状态2被z没置为"oooo"和"ooor，时，状态1和状态2
的条目指示爆发块替换(burst block replacement)的开始地址。
当状态1和状态2被j殳置为"0000"和"0010"时，状态1和状态2
的条目指示爆发块替换的结束地址。
爆发块替换是用于集中地替换物理上连续的多个簇的替换处理。 在状态1和状态2为"0000"和"0001"的条目中，记录关于经过替
换处理的多个簇范围的开始簇的开始PSN和关于该簇范围的替换目
30的地的多个簇范围的开始簇的开始PSN。
在状态1和状态2为"0000，，和"0010"的条目中，记录关于经过替 换处理的多个簇范围的最后一簇的开始PSN和关于该簇范围的替换 目的地的多个簇范围的最后一簇的开始PSN。
用于集中地替换连续的多个簇范围的替换处理可以通过使用两 个条目来管理。换句话说，当物理上连续的多个簇被集中地进行替换 管理时，不必一个一个地进入多个簇的所有簇。只需要进入关于开始 簇和最后 一簇的两种替换信息。
DFL条目和LOW条目在TDFL中以相同的格式混合。但是， 当根据本实施例的盘被插入在不具备数据重写能力的设备中时，DFL 条目和LOW条目都被解释为DFL条目，并且在再现期间读取的簇通 常被替换。因此，保持了再现兼容性。
3-4 SRR和SRRI
下面解释SRR (连续记录范围)和SRRI (连续记录范围信息)。 SRR的结构在图IIA到11C中示出。SRR是在用于根据本实施 例的一次写入式盘的连续记录模式中使用的写入区域(连续记录范 围)，并且具有在下列<1>到<5>中与CD中的那些轨道相似的那些特 征。
<1>在SRR中，在地址增加方向上执行记录。可以只具有一个 可记录地址(一次写入式点)。该一次写入式点的地址称为NWA (下 一个可写地址，PSN)。
如图11A所示，当在SRR中的最后记录的地址表示为LRA(最 后记录的地址；PSN)时，NWA由下列等式表示
NWA=(ip(LRA/32)+l)*32 (当LRAyO时)
NWA=SRR的开始PSN(当LRA=0时)
其中ip(N)表示小于N的整数中的最大整数。
当在SRR中执行记录时，NWA为包含LRA的簇的下一个簇的 开始地址(PSN)。当没有在SRR中执行记录时，NWA是SRR的 开始地址(PSN)。<2>SRR采取打开和关闭之一 的状态。在图11A中示出的打开的SRR(叩en SRR)表示可记录SRR(即， 具有NWA)。在图11B中示出的关闭的SRR表示不可记录SRR(即， 不具有NWA)。O用于确保盘上的打开SRR的处理称为SRR的保留。用于将 打开的SRR的状态改变为关闭的处理称为SRR的关闭。<4>多个(最多7927个)SRR可以存在于盘上。最重要的，最 多十六个打开的SRR可以同时呈现。<5>作为写对象的SRR可以以随机的顺序选择。作为实际使用的方法，打开SRR的保留可以用于在盘中记录文 件数据，然后在确保用于文件系统的管理区域位于文件数据之前同 时，在管理区域中记录文件系统的管理信息。图11C示出在以连续记录模式执行记录时的盘的样本布局。在盘上，呈现四个SRR (SRR#1到SRR#4) 。 SRR#1、 SRR#3 和SRR#4是打开的SRR， SRR#2是关闭的SRR ( closed SRR)。当在盘上执行一次写入式记录时，可以从NWA1、 NWA3和 NWA4中的任意一个进行记录。作为用于管理这种SRR的信息，通过TDMS更新单元记录 SSRIoSRRI的结构在图12中示出。 SRRI包含数据帧1到31的大小。在图12中示出的相关数据帧号(Relative Data Frame)指示在 簇中的各个数据帧。如上所述，SRRI排列在紧靠记录在TDMS更新 单元的最后一数据帧31中的TDDS之前。当SRRI是M个扇区的大 小时，SRRI排列在数据帧431-M)到数据帧30中。在数据帧中的字 节位置(Byte position in Data frame )指示在每个数据帧中的字节位 置。从SRRI开头开始的64个字节是用于存储SRRI的管理信息的 SRRI头(SRRI Header )。SRRI头包含信息，例如用于识别SRRI簇、版本、SRRI更新 (SRRI记录更新)的次数和SRR条目(表示SRR信息的块)的总 数的信息。
在64字节后的字节位置是由多个SRR条目形成的列表(SRRI 条目列表)。
包含在列表(SRRI条目列表)中的每个SRR条目的大小是8 个字节。当呈现N个SRR条目时，列表的大小是Nx8字节。
在紧靠最后一 SRR条目的后面排列8字节的SRRI结束符(SRRI Terminator)。其后，蔟以0填充直到结束。
SRRI头的结构在图13A中示出。
在字节位置0到1的2个字节是用于存储SRRI的管理信息的 SRRI-ID ( SRRI标识符)。
在字节位置2的1个字节是表示SRRI格式版本的SRRI格式 (SRRI Format)。
在字节位置4到7的4个字节是表示SRRI的更新次数的SRRI 更新计数(SRRI Update Count)。
在字节位置12到15的4个字节是表示SRR条目总数的SRR条 目数(Number of SRR Entries )。
在字节位置16的1个字节是表示状态为打开的SRR总数的打开 的SRR数(Number of Open SRR)。
从字节位置20开始，记录所有的打开的SRR号码的列表(List of Open SRR Numbers )。
列表(打开的SRR号码列表)的结构在图13B中示出。每个打 开的SRR数都具有16組的2个字节即共32字节的大小。当打开的 SRR的总数小于十六时，列表丄柘开的SRR号码的列表)的其余部 分以0填充。每一次当打开SRR的总数增加或减少时，必须校正列 表(打开的SRR号码的列表)的内容，并按照递减的顺序对内容进 行分类。
在图12中示出的条目列表(SRRI条目列表)中的SRRI头之后登记的SRR条目的结构在图14中示出。条目号表示为"i"。每个都表示某一SRR的SRR条目由8个字节(64位)构成。 b63到b60的4个位被保留(未定义)。b59到b32的28个位是存在于用户数据区域中的SRR #i的开始 地址。换句话说，在SRR射的开始簇的开头的PSN由28个位表示。b31的位是会话开始，并且是指示该SRR是否为会话的第一 SRR 的位。当该位为1时，这指示SRR是会话的第一 SRR,即，该会话 从该SRR开始。b30到b28的3个位被保留(未定义)。在b27到b0的28个位中，在SRR #i中的LRA (最后记录的地 址；参见图IIA和11B)由PSN表示。如上所述，在用户数据区域中呈现的各个SRR的号码和地址以 及各个SRR的LRA由包含SRRI头和SRR条目的SRRI管理。如上 所述，打开的SRR的NWA (下一个可写地址)可以从对应于SRR 的SRR条目中的LRA (最后记录的地址)的值计算得到。当对SRR的管理状态的更新是必要的时，例如，当SRR被保留， 当从SRR中的NWA执行一次写入式记录时，或者当SRR被关闭时， 这样的SRRI被更新从而被包含在TDMS更新单元中。3-5通过使用替换区域执行的替换处理下面解释通过将固定的替换区域作为ISA和OSA使用而执行的 替换处理。ISA (内备用区域内圆周侧替换区域)和OSA (外备用区域 外圓周侧替换区域)作为用于替换缺陷簇的处理的替换区域而固定在 数据区的内圆周侧和外圓周侧上。ISA和OSA的大小在DDS和TDDS中定义。ISA和OSA的大小在初始化时确定，并且其后的大小也是固定的。使用ISA和OSA的替换缺陷簇的处理的执行如下所述。例如，当数据根据来自主机设备的请求被写入时，指定为数据写34入的写地址的簇为缺陷簇。然后，很难执行正确的数据记录。在这种
情况下，要被记录的数据被写入在ISA或OSA的某一簇中。这就是 替换处理。
替换处理作为DFL条目管理。换句话说， 一个DFL条目用其中 很难执行数据记录的被设置为替换源的缺陷簇的地址和其中数据被 写入在ISA和OSA中的被设置为替换目的地的簇的地址来登记。
当有在记录地址中进行写入的请求即数据重写时，将在用户数据 区域例如SRR中的NWA等选择作为用于要写入在目标地址中的实际 记录的数据的替换目的地。
在数据重写的情况下，只要登记对应于用于数据重写的替换的 LOW条目即可。通过数据重写的数据位置的替换在TDM的TDFL 的LOW条目中管理。因此，即使在一次写入式盘中，也可能基本上 实现数据替换(从主机系统、文件系统等的OS的观点看)。
3-6在下一个TDMA中用于一次写入式记录的处理
图15A到15E是用于解释在下一个TDMA中的一次写入式记录 处理，并示意性地示出读入区和数据区的边界部分以及在读入区中提 供的TDMAO的结构。在这种情况下，TDMA设置在内备用区域中。
如上所述，在读入区中的TDMA0的前三个簇作为访问指示器的 记录区域进行分配。如图15A所示，开头的蔟CL0是DMA访问指 示器，下一个簇CL1是TDMA2访问指示器，再下一个簇CL2是 TDMA1访问指示器。在图15A所示的状态中，数据没有写入在 TDMA1访问指示器、TDMA2访问指示器和DMA访问指示器的所有 区域中。数据没有写入在TDMA0的TDMS写入区域中。换句话说， 在图15A中，盘为空白盘。
当在用户数据区域中的记录在图15A.称示的状态下被执行若干 次时，如图15B和15C所示，在TDMA0的TDMS写入区域中，TDMS 更新单元以TDMS1、 TDMS2等的顺序被逐渐地一次写入式记录。
如从图15A到图15B和15C的过渡所示，只要在TDMA0中执 4亍TDMS更新单元的一次写入式记录，就不在所有的TDMA访问指示器中都执行信息记录。当数据没有写入在TDMA访问指示器上时， 这表示盘是空白盘，或者最新的TDMS存在于TDMAO中。如上所述，逐渐地一次写入式记录TDMS,并且，例如，在第N 次TDMS更新单元的一次写入式记录(TDMSn的一次写入式记录) 的时候，如图15D所示，在TDMAO的TDMS写入区域中没有留下 TDMSn可以被写入在其中的备用区域。当以这种方式没有留下用于一次写入式记录的区域时，执行在新 的TDMA中的TDMS的一次写入式记录。但是，在这种情况下，没有立即将TDMS —次写入式记录到下 一个TDMAl中，如图15E所示，而是填充TDMAO的TDMS写入 区域中的其余区域。然后，以0填充TDMAO的TDMS写入区域的其 余区域。其后，执行在TDMAl中的TDMS (在这种情况下，TDMSn) 的一次写入式记录。尽管没有在图中示出，但是，即使TDMS ^皮重新一次写入式记 录在TDMA2中，当在TDMA2之前的TDMAl中留有空白区域时， 执行对该区域的填充。当以这种方式执行在下一个TDMA中的TDMS的一次写入式记 录时，同时，信息净皮记录在对应于该TDMA的TDMA访问指示器上。 当如上所述TDMS第一次被一次写入式记录在TDMAl中时，信息被 记录在TDMAl访问指示器上。当TDMS第一次^t一次写入式记录在 TDMA2中时，信息被记录在TDMA2访问指示器上。图16示出当根据在下一个TDMA中的第--次写入式记录执行信息记录时在TDMA访问指示器上的数据结构。如图16所示，作为 TDMA访问指示器的数据结构，总共用于三十二个扇区的TDMA访 问指示器的区域以三十二个最新的TDDS的拷贝进行填充。换句话i兌，响应第一次在TDMAl中的一次写入式记录，TDMAl 访问指示器以一次写入式记录在TDMAl中的TDMS中的TDDS的 拷贝来填充。相似地，响应第一次在TDMA2中的一次写入式记录，TDMA2访问指示器以一次写入式记录在TDMA2中的TDMS中的 TDDS的拷贝来填充。如参考图8所解释的那样，关于TDMA大小的信息存储在TDDS 中。每个TDMA的开始地址和结束地址可以从该信息(TDMA1的固 定的开始地址和TDMA2的结束地址)计算得到。当计算开始地址和 结束地址时，通过检查在开始地址和结束地址之间的最后记录的地 址，可以获得由访问指示器指示的在TDMA中的最新的TDMS的 TDDS。如上所述，该TDDS被写入TDMS中的最后一个扇区中。以这种方式，TDMA访问指示器具有根据有无写入来指示最新 的TDMS存在于哪个TDMA中的功能，还具有用于指示上述最新的 TDDS的地点(place)的功能。尽管未在图中示出，DMA访问指示器以基于在盘结束化点处的 最新的TDDS上生成的DDS填充。换句话说，DMA访问指示器具有 根据有无写入来指示盘是否结束化以及根据关于盘结束化的信息内 容指示DDS的地点(place)的功能。下面参考图17解释对应于一次写入式盘的盘驱动装置(盘驱动 装置10)的结构的例子。通过对一次写入式盘例如处于下述状态的盘进行格式处理，盘驱 动装置IO可以形成在图1中解释的状态中的盘布局其中，只有图1 中示出的预先记录的信息区域FIC被形成，并且没有数据记录在一次 写入式区域中。盘驱动装置10将数据记录在这种格式化盘的用户数 据区域中，并从该用户数据区域中再现数据。在必要时，盘驱动装置 10也更新TDMA。在图17中，插入在盘驱动装置10中的盘1是上述的一次写入式 盘。盘驱动装置10也可以执行用于可重写盘的记录和再现以及ROM 盘的再现。盘1置于未示出的转盘上，并且在记录和再现操作期间由主轴电 动机52驱动以恒定的线速度(CLV)旋转。作为盘1上的凹槽轨道的摆动而被嵌入的作为预先记录信息的ADIP地址以及管理和控制信息通过光学拾取器(光学头)51读出。在初始格式和用户数据记录期间，通过光学拾取器51,管理和 控制信息以及用户数据被记录在一次写入式区域中的轨道中。在再现 期间，通过光学拾取器51，读出记录数据。在光学拾取器51中，形成充当激光束源的激光二极管、用于检 测反射光的光电检测器、充当激光束的输出端的物镜、以及通过物镜 将激光束照射在盘记录表面上并将激光束的反射光引导到光电检测 器的光学系统(未示出)。在光学拾取器51中，通过双轴机构将物镜保持在循轨方向和聚 焦方向上可以移动。通过螺玟机构(thread mechanism) 53，整个光学拾取器51可 以在盘半径方向上移动。通过来自激光驱动器63的驱动信号(驱动电流)驱动光学拾取器51中的激光二极管，以发射激光束。从盘1反射的光信息由光学拾取器51中的光电检测器检测，转 换为与接收到的光量相对应的电信号，并供给到矩阵变换电路(matrixcircuit) 54。矩阵变换电路54包括电流-电压转换电路以及与来自充当光电检 测器的多个光接收元件的输出电流相关联的矩阵操作和放大电路，并 通过执行矩阵算术处理来生成必要的信号。矩阵变换电路54生成，例如，对应于再现数据的高频信号(再 现数据信号)、用于伺服控制的聚焦误差信号和循轨误差信号。而且，矩阵变换电路54生成作为与凹槽的摆动相关的信号的推 挽信号，即，用于检测摆动的信号。矩阵爽换电路54可以一体地形成在光学拾取器51中。再现数据信号、聚焦误差信号和循轨误差信号，以及从矩阵变换 电路54输出的推挽信号被分别供给到读取器/写入器电路55、伺服电 路61和摆动电路58。读取器/写入器电路55对再现数据信号进行二值化(binarization )处理、通过PLL的再现时钟生成处理等，再现通过 光学拾取器51读出的数据，并将该数据供给到调制和解调电路56。调制和解调电路56包括充当用于再现的解码器的功能区和充当 用于记录的编码器的功能区。在再现期间，调制和解调电路56基于再现时钟对扫描宽度限制 码执行作为解码处理的解调处理。ECC编码器/解码器57在记录期间执行用于添加误差校正码的 ECC编码处理，并在再现期间执行用于执行误差校正的ECC解码处 理。在再现期间，ECC编码器/解码器57将由调制和解调电路56解 调的数据捕获到内部存储器，执行处理例如误差检测、校正处理及解 交织(de-interleaving),并获得再现数据。通过ECC编码器/解码器57解码到再现数据的数据基于系统控 制器60的指令被读出并传输到主机设备120，例如通过接口 64连接 的个人电脑和AV (音频一见频)i殳备。作为与凹槽摆动相关的信号的从矩阵变换电路54输出的推挽信 号由摆动电路58处理。作为ADIP信息的推挽信号被摆动电路58解 调为形成ADIP地址的数据流，并供给到地址解码器59。地址解码器59对供给的数据执行解码，获得地址值并将该地址 值供给到系统控制器60。地址解码器59通过使用从摆动电路58供给的摆动信号执行的 PLL处理来生成时钟，并将该时钟供给到作为例如用于记录的解码时 钟的各个单元。作为与凹槽的摆动相关的信号的从矩阵变换电路54输出的推挽 信号是作为预先记录信息PIC的推挽信号。通过摆动电路58对该推 挽信号进行带通滤波处理，并将其供给到读取器/写入器电路55。在 被二值化并转换为数据位流后，该推挽信号被ECC编码器/解码器57 进行ECC解码和解交织，并且从该推挽信号中提取作为预先记录信 息的数据。所提取的预先记录信息被供给到系统控制器60。系统控制器60可以基于读出的预先记录信息执行各种操作设置 处理、拷贝保护处理等。在记录期间，记录数据从主机设备120传输。记录数据通过接口 64传输到ECC编码器/解码器57中的存储器中并被緩存。在这种情况下，ECC编码器/解码器57对緩存的记录数据执行 作为解码处理的误差校正码相加、解交织和子码相加等处理。对ECC 解码数据进行例如通过调制和解调电路56的RLL (1-7) PP系统的 调制，并将该解码数据供给到读取器/写入器电路55。作为设置为在记录期间用于这些类型的解码处理的参考时钟的 解码时钟，使用上述的从摆动信号生成的时钟。通过读取器/写入器电路55对由解码处理生成的记录数据进行针 对记录层的特征、激光束的斑点形状、记录线速度等最优化的记录功 率的微调，以及对激光驱动脉沖波形的调整等，作为记录补偿处理， 然后，该记录数据作为激光驱动脉冲传输到激光驱动器63。激光驱动器63将供给的激光驱动器脉冲提供到光学拾取器51 中的激光二极管，并执行激光束发射驱动。因此，在盘l上形成对应 于记录数据的坑(pit)。激光驱动器63包括所谓的APC电路(自动功率控制)，并且根 据在光学拾取器51中提供的用于监视激光功率的检测器的输出，在 监视激光输出功率的同时，不考虑温度等条件的情况下，将激光的输 出控制为固定的。在记录期间和在再现期间激光输出的目标值从系统 控制器60给出。激光驱动器63在记录期间和在再现期间将激光输出 级别控制在目标值。伺服电路61从来自矩阵变换电路54的聚焦误差信号和循轨误差 信号生成用于聚焦、mfe和螺紋(thread)的各种伺服驱动信号，并 使螺紋机构53执行伺服操作。换句话说，伺服电路61根据聚焦误差信号和循轨误差信号生成 焦点驱动信号和循轨驱动信号，并驱动光学拾取器51中的双轴机构 的聚焦线圏和循轨线圏。因此，由光学拾取器51、矩阵变换电路54、伺服电路61和双轴机构形成循轨伺服回路和聚焦伺服回路。伺服电路61根据来自系统控制器60的轨道跳越(jump)命令 断开循轨伺服回路，并输出跳越驱动信号以使螺紋机构53执行轨道 跳越操作。伺服电路61基于来自系统控制器6 0的访问执行控制等生成螺紋 误差信号，并驱动螺紋机构53,其中，该螺紋误差信号作为循轨误差 信号和螺紋驱动信号的低频分量而获得。尽管未在图中示出，但是， 螺紋机构53包括保持光学拾取器51的主轴、螺紋电动机和包括传导 齿轮的机构。螺紋机构53根据螺紋驱动信号驱动螺紋电动机，由此 对光学拾取器51执行必要的滑动。主轴伺服电路62执行用于CLV旋转主轴电动机2的控制。主轴伺服电路62将通过对摆动信号的PLL处理而生成的时钟作 为主轴电动机52的当前旋转速度信息获得，并将该时钟与预定CLV 参考速度信息相比较，从而生成主轴误差信号。在数据再现期间，由读取器/写入器电路55中的PLL生成的再 现时钟(作为解码处理的参考的时钟)为主轴电动机52的当前旋转 速度信息。因此，主轴伺服电路62也可以通过将再现时钟与预定的 CLV参考速度信息相比较来生成主轴误差信号。主轴伺服电路62输出根据主轴误差信号而生成的主轴驱动信 号，并使主轴电动机52执行CLV旋转。主轴伺服电路62根据来自系统控制器60的主轴启动/制动 (kick/brake )控制信号生成主轴驱动信号，并使主轴电动机52执行 诸如开始、停止、加速和减速之类的操作。上述伺服系统以及记录和再现系统的各种操作被由微型计算机 形成的系统控制器60控制。系统控制器60根据来自主机系统120的命令执行各种处理。例如，当从主机系统120输出写入命令时，首先，系统控制器 60将光学拾取器51移动到数据应当被写入其中的地址。然后，系统 控制器60使ECC编码器/解码器57以及调制和解调电路56对从主机系统120传输的数据(例如MPEG系统的视频数据和音频数据)执 行上述的编码处理。来自读取器/写入器电路55的激光驱动脉沖被供 给到上述的激光驱动器63，从而执行记录。例如，当从主机设备120供给对记录在盘上的某一数据(MPEG 系统的视频数据等)的读取命令请求传输时，首先，系统控制器60 执行将指定地址作为目标的查找(seek)操作控制。换句话说，系统 控制器60向伺服电路61发出命令，并使伺服电路61执行将由查找 命令所指定的地址作为目标的对光学拾取器51的访问操作。其后，系统控制器60执行将指定的数据部分中的数据传输到主 机设备120所必需的操作控制。换句话说，系统控制器60从盘1读 出数据，使读取器/写入器电路55、调制和解调电路56和ECC编码 器/解码器57执行解码、緩沖等，并传输请求的数据。在这些数据的记录和再现期间，系统控制器60可以使用由摆动 电路58和地址解码器59检测到的ADIP地址对访问、记录和再现操 作执行控制。在预定点，例如，当盘被插入时的点，系统控制器60使盘驱动 装置IO对记录在盘1的BCA中的唯一 ID (当形成BCA时)和记录 在作为摆动凹槽的只读区域中的预先记录信息(PIC)执行读出。在这种情况下，首先，系统控制器60执行以预先记录数据区PR 为目标的查找操作控制。换句话说，系统控制器60向伺服电路61发 出命令，并使伺服电路61执行对盘最内侧圆周侧的光学拾取器51的 访问操作。其后，系统控制器60使光学拾取器51执行再现循迹并且获得作 为反射光信息的推挽信号。系统控制器60使摆动电路58、读取器/写 入器电路55和ECC编码器/解码器S7孰行解码处理，并获得作为BCA 信息和预先记录信息的再现数据。系统控制器60基于以这种方式读出的BCA信息和预先记录信 息，执行激光功率设置、拷贝保护处理等。在图17中，高速緩冲存储器60a在系统控制器60中示出。高速42緩冲存储器60a用于存储和更新从盘1的TDMA中读出的TTDS、 TDFL、 SRRI等。例如，当插入未结束化的盘l时，系统控制器60控制各个单元 并使这些单元执行对记录在TDMA中的TDDS、 TDFL和SRRI进行 读出，并将读出的信息存储到高速緩冲存储器60a中。其后，当执行由于数据写入或重写或者缺陷而引起的替换处理 时，系统控制器60更新在高速緩冲存储器60a中的SRRI、 TDFL等。例如，每当执行由于数据写入、数据重写等而引起的替换处理并 且执行SRRI或TDFL的更新时，TDMS更新单元可以附加记录在盘 1的TDMA (或者ATDMA )中。但是，当这样的附加记录被执行时， 盘1的TDMA会被耗费得更快。因此，例如，当执行数据一次写入式记录并且作为SRRI的LRA (最后记录的地址)被更新时，盘驱动装置10采用这样的方法，即， 预先更新高速緩冲存储器60a中的SRRI —定次数，并使用TDMS更 新单元将在某一点时在高速緩冲存储器中更新的SRRI记录在盘1上。例如，可以想到采用这样的方法，即，在直到盘l从盘驱动装置 10中弹出的时期内，更新高速緩沖存储器60a中的TDFL和SRRI, 并且，在弹出等期间，将高速緩冲存储器60a中的最后的(最新的) TDFL和SRRI写入在盘1的TDMA中。当主机设备120是例如个人电脑时，主机设备120包括CPU 101、 接口 102、 HDD 103、 ROM/RAM 104和用户界面105。接口 102在主机设备120和盘驱动装置10之间执行命令以及记 录和再现的数据的通信。HDD (硬盘驱动)103用于存储AV数据、应用程序等。ROM/RAM 104用于存储由CPU IOI蟲动的程序，并被用作CPU 101的工作区域。用户界面105指示用于由用户输入或输出给用户的部分或装置， 例如用于视频、字符等的诸如监视显示器的显示单元、诸如扩音器的 声音输出单元、或者诸如键盘或开关的操作输入单元。这样的主机设备120是根据由CPU 101启动的应用程序使用盘 驱动装置10作为AV数据的存储装置的设备。作为实施例，假设除了个人电脑以外的例如摄像机、音频系统、 AV编辑设备和其它各种设备作为主机设备120。5.通过使用指示器执行的盘识别处理如上所述，在TDMAO中提供TDMA1访问指示器和TDMA2 访问指示器。这些TDMA访问指示器根据在TDMA访问指示器上有 无写入来指示最新的TDMS存在于哪个TDMA中。在TDMA访问指示器中，当TDMS第一次被记录到与TDMA 访问指示器相关的TDMA中时，在TDMS中的TDSS上的信息被写 入。可以从这样的访问指示器中的TDDS的信息中获取TDMA的大 小信息。通过在从大小信息计算在可变侧(开始地址或结束地址)上 的地址而获得的范围中搜索最后记录的地址，可以获取关于在相关 TDMA中的最后记录的地址中的最新TDDS的信息。参考图18中示出的流程图解释用于通过检查访问指示器以及以 这种方法执行关于该盘的信息识别而最终获取最新的TDDS的盘识别 处理。在图18中，对TDMAO的前三个簇(即，访问指示器区域)已 经执行了读出。关于该区域的读出数据被存入高速緩冲存储器。在图18中，首先，在步骤S101中，系统控制器60检查DMA 访问指示器的记录状态。在接下来的步骤S102中，系统控制器60确 定信息是否写入在DMA访问指示器上。当信息写入在DMA访问指 示器上时，发现盘1被结束化并且最新的DMS存在于DMA中。当在步骤S102中确定信息写入在DMA访问指示器上时，系统 控制器60进入步骤S103，并执行从DMA获取最新的DMS的处理。 从而在图中示出的盘识别处理完成，系统控制器60转到下一个处理。当在步骤S102中确定信息没有写入在DMA访问指示器上时， 在步骤S104中，系统控制器60将N设置为2。在接下来的步骤S105 中，系统控制器60检查TDMA[Nj访问指示器的记录状态。在步骤S106中，系统控制器60确定信息是否写入在TDMA[N访问指示器 上。例如，当N为2时，系统控制器60确定信息是否写入在TDMA2 访问指示器上。当在步骤S106获得否定的结果时，如图所示，在步 骤S107中，系统控制器60将N减1。当在接下来的步骤S108中确 定N不为0时，再次执行在步骤S105和S106中的确定处理。在这种 情况下(当N为1时)，系统控制器60确定信息是否写入在TDMA1 访问指示器上。当在TDMA2访问指示器和TDMA1访问指示器两者上都没有写 入信息时，在步骤S107中，系统控制器60将N设置为0，并在步骤 S108中，获得肯定的结果。当以这种方式在步骤S108中确定N为0 时，在步骤S109中，系统控制器60检查TDMAO的TDMS写入区域 的记录状态。然后，在下一个步骤S110中，系统控制器60确定信息 是否写入TDMAO的TDMS写入区域中。当在步骤SllO中确定信息没有写入TDMS写入区域中时，系统 控制器60进入步骤S111，并判定盘l为空白盘。在这种情况下，由 于应当获取的信息不存在，所以，在图中示出的盘识别处理完成，系 统控制器60转到下一个处理。当在步骤SllO中确定信息写入在TDMS写入区域中时，如图所 示，系统控制器60进入步骤S114，并在开始地址S和结束地址E之 间搜索最后记录的地址。为了确认，如上所述，TDMAO为固定区域， 其开始地址S和结束地址E也为固定的。在接下来的步骤S115中，系统控制器60获取最后记录的地址的 TDDS。换句话说，从上述解释中应该理解，在记录有最新的TDMS 的TDMA中，最新的TDMS被写入在最后记录的地址(最后一个扇 区X中。因此，TDDS被获取。在接下来的步骤S116中，系统控制器60读出由TDDS指针指 示的TDFL和SRRI。换句话说，系统控制器60基于参考图8解释的 在TDDS中的TDFL的指针(在字节位置1020到1151)和SRRI的 指针(在字节位置1184到1187)读出并获取TDFL和SRRI。当执行步骤S116时，在图中示出的盘识别处理完成，系统控制 器60转到下一个处理。当在步骤S106中确定信息被写入在TDMA[Nj访问指示器上时， 为了从TDMA[N上获取最新的信息，系统控制器60执行在步骤S112 和后续步骤中的处理。首先，在步骤S112中，系统控制器60获取TDMA[N访问指示 器中的TDDS。在接下来的步骤S113中，系统控制器60从获取的 TDDS中的TDMAN的大小信息计算TDMA[N的结束地址E或开始 地址S。换句话说，在TDMA1的情况下，由于开始地址S是固定的， 系统控制器60基于固定的开始地址S和TDDS中的TDMA1的大小 信息计算结束地址E。在TDMA2的情况下，由于结束地址E是固定 的，所以，系统控制器60基于固定的结束地址E和TDDS中的TDMA2 的大小信息计算开始地址S。以这种方式，具有可变区域大小的TDMA1和TDMA2被确定为 记录有最新的TDMS的TDMA。在这种情况下，基于存储在访问指 示器中的TDDS中的关于TDNA大小的信息，执行用于计算开始地 址和结束地址的处理。执行在步骤S114到S116中的处理，作为在以 这种方式计算开始地址S和结束地址E以后的用于获取最新的TDFL 和SRRI的处理。6.以往的指示器记录处理从上述解释应该理解，TDMA访问指示器在正确执行盘识别的 过程中是重要的信息。但是，如上所述，在这种情况下的BD-R识别 中，没有关于当在记录期间在TDMA访问指示器上的写入失败时执 行的处理的定义。因此，取决于驱动装置，即使在TDMA访问指示 器上的写入失败，TDMA访问指示器也可以保持不被触^^。,具体来说，例如，在TDMS被记录在新的TDMA中后，假设在 TDMA访问指示器上执行记录。图19示出在以这种方式在TDMS中执行记录后在TDMA访问 指示器上执行记录中以往的指示器记录处理。在图19中，首先，当在步骤S2-l中开始TDMS的更新时，系 统控制器60检查TDMA[N的空白区域域(space area ) ( S2-2 )并 确定TDMS是否能够被记录在空白区域中(S2-3)。在这种情况下， TDMA[Nj指示记录有此时最新的TDDS ( TDMS )的TDMA。当在步 骤S2-3中确定TDMS可以被记录时，系统控制器60将TDMS记录 在TDMA[N中(S2-4 )。当确定TDMS不能被记录时，首先，系统控制器60确定TDMA[Nj 是否为最后的TDMA (即，在单层盘(SL)的情况下，TDMA[Nj是 否为TDMA2) (S2-5)。当TDMA[N是最后的TDMA时，系统控 制器60不更新TDDS。当确定TDMA[N不是最后的TDMA时，系 统控制器60填充TDMA[Nj的区域(S2-6)。在填充TDMA[N的空白区域后，首先，系统控制器60在 TDMA[N+1的开头记录TDMS ( S2-7)。然后，系统控制器60在 TDMA[N+1访问指示器中写入信息(S2-8)。换句话说，系统控制器 60用在步骤S2-7中一次写入式记录的在TDMS中的TDDS的三十二 个拷贝填充TDMA[N+1访问指示器。当如图19所示信息写入在指示器上时，即使在TDMA[N+1访 问指示器中的写入失败时写入处理被悬置，TDMS也已经被记录在 TDMA[N+1]中。因此，很难正确地表示指示器和实际的最新的TDMA 之间的对应。具体来说，在这种情况下的盘中，不考虑最新的TDMS 存在于TDMA[N+1中的事实，取决于指示器，最新的TDMS被指示 为存在于紧靠之前的TDMA[NI中。当在指示器上的写入失败并且最新的TDMA由于失误被示出 时，当图18中示出的盘识别处理被执行时，可能会出现下述问题。首先，在不考虑最新的TDMA存在于TDMA[N+1中的秉实的 情况下，当确定最新的TDMA存在于TDMA[NI中时，驱动装置操作 用来搜索TDMA[N的最后记录的地址并获取存在于最后记录的地址 中的TDDS。但是，在这种情况下，有极其高的可能的是TDMA[N
的最后记录的地址由O数据填充。当TDMA[N以这种方式填充时，驱动装置很难获取用于盘识别的信息。因此，在这种情况下，驱动装 置很难自身执行盘识别。即使TDMA[N]没有被填充并且TDMA[N的最后记录的地址不 是TDMAN的结束地址，驱动装置也会获取存在于最后记录的地址 中的错误的TDDS。因此，很难执行正确的盘识别。7.根据本实施例的指示器记录处理因此，在本实施例中，提出了在TDMA访问指示器上的记录失 败时执行的恢复方法。在本实施例中，即使当在访问指示器上的记录 部分地失败时，基于访问指示器的记录状态指定的TDMA和实际上 记录有最新的管理信息的TDMA也会适当地彼此相关联。出于这个目的，在本实施例中执行下述的操作。根据在TDMS 访问指示器上的信息记录，确定记录信息是否成功。当确定信息记录 失败时，最新的TDMS被记录在TDMS应当被记录在其中的TDMA 中，该TDMA在与在其上信息记录失败的TDMA访问指示器相对应 的TDMA之后。然后，在与记录有最新的TDMS的TDMA相对应的 TDMA上执^f亍信息i己录。图20A到20D是用于解释根据本实施例的这种指示器记录处理 的视图，并示意性地示出在盘1中形成的TDMA0、 TDMA1和 TDMA2。图中的阴影线部分表示记录区域。首先，从上述解释应该理解，当在TDMA1后的TDMA中第一 次记录TDMS时，在TDMA访问指示器上执^f亍信息记录。在图20A 中，作为例子，在TDMA0中的TDMS写入区域中没有空白区域，并 且TDMS被重新记录在TDMA1的开头。响应在图20A中示出的新TDMA中的TDMS的第一记录，如图 20B所示，在与TBMA相关联的TDMA访问指示器上执行信息记录 (对记录的TDMS中的TDDS的拷贝的记录)。换句话说，在这种 情况下的例子中，响应在TDMA1中的TDMS的第一记录，在与 TDMA1相关联的TDMA1访问指示器上执4亍信息记录。根据上述解释，在本实施例中，响应在TDMA访问指示器上的48信息记录，确定该信息记录是否成功。当确定信息记录失败时，将最新的TDMS记录在TDMS应当被记录在其中的TDMA中，该TDMA 在与在其上信息记录失败的TDMA访问指示器相对应的TDMA之 后。然后，在与记录有最新的TDMS的TDMA相对应的TDMA访问 指示器上执行信息记录。换句话说，在这种情况下的例子中，如从图 20C到图20D的过渡所示，在TDMA1中记录的最新的TDMS被记 录(拷贝)在TDMA2中，然后，在与TDMS以这种方式记录在其中 的TDMA2相对应的TDMA2访问指示器(即，该TDMA1访问指示 器的下一个TDMA访问指示器)上执行信息记录。就根据本实施例的指示器记录处理而言，即使对应于某一 TDMA的访问指示器的记录失败，也可以正确地指示最新的管理信息 存在于该TDMA后的TDMA中。因此，即使当访问指示器上的记录 部分地失败时，最终，也可以正确地示出记录有最新的管理信息的 TDMA。结果，可以使再现侧正确地获取最新的管理信息并正确地执行关 于记录介质的信息识别。根据上述操作，当在TDMA访问指示器上的信息记录继续失败 时，在下一个TDMA中的TDMS的记录和与该TDMA相对应的 TDMA访问指示器上的信息记录被重复执行。但是，当在最后的 TDMA访问指示器上的信息记录失败时，剩下的访问指示器只是 DMA访问指示器。因此，当在最后的TDMA访问指示器上的信息记录失败时，在 各个DMA ( DMAl到DMA4 )上的最新的TDMS ( DMS )的记录和 在DMA访问指示器上的信息记录被执行。换句话说，盘1被结束化。下面参考图21中,妁流程图，对为了实现根据上述实施例的指示 器记录处理而应当执行的处理操作进行解释。根据本实施例的盘驱动 装置的结构与参考图17所解释的相同。基于存储在例如内置 (build-in)存储器中的程序，在图21中示出的处理操作由在图17 中示出的系统控制器60执行。在图中示出的处理操作作为代替在图19中示出的以往的指示器 记录处理中由虛线包围的在步骤S2-7和S2-8中的处理的处理执行。 当TDMS的记录应该第一次记录在下一个TDMA中时，开始在图中 示出的处理操作。在图21中，首先，在步骤S201中，系统控制器60执行用于在 TDMA[ij的开头记录最新的TDMS的处理。[i的值与在图19中示出的在步骤S2-7(S2-8)中[N+1的值相同。 换句话说，[ij的值是表示TDMS应当再次记录在其中的TDMA的号 码的数值。作为在步骤S201中的处理，例如，系统控制器60指示祠服电路 61将光学拾取器51移动到应当写入有最新的TDMS的地址，并将数 据作为TDMS供给到调制和解调电路56，以便使调制和解调电路56 在TDMA[i的开头执行最新的TDMS的记录。在接下来的步骤S202中，系统控制器60执行用于在TDMA[i
访问指示器上进行信息记录的处理。换句话说，在这种情况下，与上 述情况相似，例如，系统控制器60给伺服电路61下达指令，并且为 调制和解调电路56供给数据(在这种情况下，供给在最新的TDMS 中的TDDS数据)以便使伺服电路61或调制和解调电路56在TDMA[i
访问指示器中记录TDDS (三十二个TDDS)。在接下来的步骤S203中，系统控制器60确定信息记录是否成功。 换句话说，基于通过执行关于TDMA[i访问指示器内部的验证而获得 的结果，系统控制器60执行用于确定在TDMA[i访问指示器上的信 息记录是否成功的确定处理。当确定在TDMA [i访问指示器上的信息记录成功并且在步骤 S203中获得肯定的结果时，如應所示，在图中示出的指示器记录处理 完成。另一方面，当在步骤S203中获得指示在TDMA[i访问指示器上 的信息记录没有成功(即，失败)的否定的结果时，系统控制器60 进入步骤S204并确定该TDMA[i是否为最后一个TDMA。具体来说，50由于该处理是在盘1是单层盘(SL)的前提下执行的，所以该系统控 制器确定i是否为2。当确定TDMA[iI不是最后一个TDMA并且在步骤S204中获得 否定的结果时，系统控制器60进入步骤S205，增加i的值(i=i+l ), 然后，在步骤S206中，执行用于将记录在TDMA[i-l中的最新的 TDMS拷贝到TDMA[i开头的处理。然后，如图所示，系统控制器 60返回到步骤S202并执行用于在TDMA[i访问指示器上进行信息记 录的处理。当响应以这种方式在TDMA[i访问指示器上的信息记录失败而 将最新的TDMS记录在下一个TDMA中时，在与其上信息记录失败 的TDMA访问指示器相对应的TDMA中，TDMS只记录在TDMA 的开头，并且其余部分是空白区域。因此，可以执行用于填充空白区 域的处理。具体来说，例如，用于填充TDMA[i-l]的空白区域的处理 -故插入步骤S205和S206之间。当确定TDMA[i是最后一个TDMA并且在步骤S204获得肯定 的结果时，系统控制器60进入步骤S207，并且执行用于将记录在 TDMA[i中的最新的TDMS记录在作为DMS的每一个DMA中的处 理。在接下来的步骤S208中，系统控制器60确定在DMA中的记录 是否成功。换句话说，基于对每个DMA中的DMS的记录结果的验 证的结果，系统控制器60执行用于确定在每个DMA中的DMS的记 录是否成功的处理。当确定记录失败并且在步骤S208获得否定的结果时，如图所示， 系统控制器60执行错误处理。例如，系统控制器60只能不得不执行 用于通知主机设备120已经出现错误始处理。当确定记录成功并且在步骤S208获得肯定的结果时，系统控制 器60进入步骤S209并执行用于在DMA访问指示器上进行信息记录 的处理。换句话说，系统控制器60执行用于在DMA访问指示器上记 录基于最新的TDMS中的TDDS的DDS的处理。即，由此盘1的结束化完成。在上述的例子中，盘1为单层盘(SL)。但是，本发明可以适 当地应用到包括两层或更多层的盘。图22示出双层盘(DL:双层)的区域结构。如图所示，在DL的情况下，除了没有形成读出区域以外，第一 层的区域结构基本上与SL的区域结构相同。但是，在这种情况下， 为了将该数据区与第二层的数据区区分开，将该数据区表示为"数据 区0"。为了与第二层中的内备用区域(ISA)和外备用区域(OSA) 区分开，将该数据区中的内备用区域(ISA)和外备用区域(OSA) 表示为"ISA0，，和"OSA0"。在这种情况下，由于在第一层和第二层中的记录方向不同，因此， 在外圆周侧上比数据区远的部分为中间层回转(turning)部分。如图 所示，该回转部分称为外部区(Outer Zone)。在第一层中的外部区 为"外部区0"，在第二层中的外部区为"外部区1".在第二层中的数据区表示为"数据区1"。在第二层中的外备用区 域为"OSAl"，在第二层中的内备用区域为"ISA1"。在内圆周侧上比 第二层的数据区远的区域被设置为读出区域。如图所示，在内圆周侧 上比其中读入区域形成于第一层中的数据区域远的区域称为"内部区 0"。在内圆周侧上比其中读出区域形成于第二层中的数据区域远的区 域称为"内部区1"。与在DL的情况下的TDMA—样，如图所示，在读入区域中提 供固定的TDMA0，在读出区域中提供固定的TDMA1。换句话说， 总共提供两个固定的TDMA，在每一层中提供一个。作为其它的 TDMA， 一个TDMA可以设置在第一和第二层中的每一层中的内备 用区域中， 一个TDMA可以设置在第"和第二层中的每一层中的外 备用区域中。在这种情况下，与上述情况相似，在数据区中的每个 TDMA中，开始地址和结束地址中只有一个是固定的，并且其大小为 可变的。如图所示，在第一层的内备用区域(ISA0)中的TDMA表 示为TDMA2，在第一层的外备用区域(OSA0)中的TDMA表示为TDMA3。在第二层的外备用区域(OSA1 )中的TDMA表示为 TDMA4，在第二层的内备用区域(ISA1)中的TDMA表示为TDMA5。以这种方式，在DL的情况下，最多可以提供六个TDMA。在DL的情况下，将TDMA0中的访问指示器改变为图23中示 出的结构，以便与图22中示出的数据结构相关联。在图23中，在这种情况下，与上述情况相似，访问指示器在 TDMA0的开头区域中提供。但是，在这种情况下，提供五个访问指 示器，作为在开头的一个簇中的DMA访问指示器之后的TDMA访问 指示器。如图所示，在DMA访问指示器之后的一个簇(第二簇)被 设置为TDMA5访问指示器，第三簇祐^殳置为TDMA4访问指示器， 第四簇祐:设置为TDMA3访问指示器，第五簇^皮设置为TDMA2访问 指示器，第六簇被设置为TDMA1访问指示器。在这种情况下，对各个TDMA访问指示器的处理与在SL情况 下的那个处理相同。当TDMS更新单元第一次写入在TDMA0之后的 TDMAn中时，TDMAn访问指示器以添加的TDMS中的TDDS的 拷贝填充。在这样的DL的情况下，作为指示器记录处理，在确定TDMA[i
是否为图21中的步骤S204中的处理中的最后一个TDMA的过程中， 系统控制器60只能不得不确定i是否为5。上文在下述前提下解释本例子在将TDMS记录在TDMA中之 后，在与TDMA相对应的TDMA访问指示器上执行信息记录(即， 稍后在指示器上写入信息)。然而，在BD-R的标准中，对在TDMA 访问指示器上记录信息的定时没有进行特别的限定。因此，在下文的解释中，对在先将信息写入在TDMA访问指示 器上的过程中的指示器记录处理进行解释。图24示出基于先将信息写入在TDMA访问指示器上的前提的以 往的指示器记录处理。在这种情况下，从检查此时最新的TDMA[N的闲置容量到填充 TDMA[N的空白区域的一系列处理(步骤S3-l到S3-6)与图19中示出的步骤S2-l到S2-6中的处理相同。在图24的情况中，在填充TDMAN的空白区域之后，首先， 系统控制器60在TDMA[N+1I访问指示器上执行信息写入(S3-7). 由于接下来应该记录的TDMS的内容在驱动装置侧上是已知的，所 以，在TDMAN+1访问指示器上写入TDMS中的TDDS。其后，在TDMA[—N+1]的开头处记录TDMS。当先在图24中示出的指示器上写入信息时，很可能的是，即使 在TDMA[N+lj访问指示器上的写入失败，也执行用于在TDMA[N+1
中写入TDMS的处理。在这种情况下，与在上述情况中一样，不管最 新的TDMS是否存在于TDMA[N+11中，取决于该情况中的指示器， 指示该最新的TDMS存在于紧接之前的TDMA[N]中。换句话说，难 以使再现侧执行正确的盘识别。为了基于如上所述先在指示器上写入信息的前提能够恢复在 TDMA访问指示器上的记录失败，可以执行根据本实施例的指示器记 录处理，如下所述。在这种情况下，与在上述情况中一样，响应在TDMA访问指示 器上执行的信息记录，系统控制器60确定该信息记录是否成功。当 确定该信息记录失败时，系统控制器60在其上信息记录失败的TDMA 访问指示器的下一个TDMA访问指示器上执行信息记录。当确定该 信息记录成功时，系统控制器60在与其上信息记录成功的TDMA访 问指示器相对应的TDMA中记录最新的管理信息。图25A至图25C是用于解释基于先在指示器上写入信息的前提 的根据本实施例的指示器记录处理的视图。在图25A至图25C中，与图20A至图20D中一样，示意性地示 出在盘1上形成的TDMAO、 TDMA1和TDMA2。在这种情况下，与 在上述情况中一样，图中的阴影线表示记录区域。在图25A至图25C中，作为例子，示出在TDMAO中的TDMS 写入区域中没有留下空白区域并且TDMA应该第一次记录在TDMA1 中之后的操作。当为了更新而用尽某一 TDMA并且TDMS应该第一次记录在下一新TDMA中时，响应此，首先，如图25A所示，在与 TDMA相关联的TDMA访问指示器上执行信息记录。在图中示出的 例子中，当TDMS应该第一次记录在TDMA1中时，响应此，在 TDMA1访问指示器上执行信息记录。根据对各操作的解释，响应以这样的方式在TDMA访问指示器 上执行的信息记录，确定该信息记录是否成功。当确定该信息记录失 败时，在其上信息记录失败的TDMA访问指示器的下一个TDMA访 问指示器上执行信息记录。换句话说，在这种情况下，如图25B所示， 在TDMA2访问指示器上执行信息记录。当确定信息记录成功时，在与其上信息记录成功的TDMA访问 指示器相对应的TDMA上记录最新的管理信息。当在图25B中示出 的TDMA2访问指示器上的信息记录成功时，如图25C所示，在与 TDMA2访问指示器相对应的TDMA2的开头处记录最新的TDMS。通过执行这种操作，即使当基于先在指示器上写入信息的前提的 在与某一 TDMA相对应的访问指示器上的记录失败时，也可以正确 地指示最新的管理信息存在于该TDMA的下一个TDMA和后续的 TDMA中。换句话说，在这种情况下，与在上述情况中一样，即使在 访问指示器上的记录部分地失败，最后，也可以正确地指示记录有最 新的管理信息的TDMA。结果，可以使再现侧正确地获取最新的管理 信息，并且正确地执行关于记录介质的信息识别。图26中的流程图示出基于先在指示器上写入信息的前提为了实 现各操作应该执行的处理操作。基于存储在内置于图17中示出的系统控制器60中的存储器等中 的程序，图26中示出的处理操作也由该系统控制器60执行。该图中示出的处理操作作为替代图24中示出的在以往妁指示器 记录处理中的由虚线包围的步骤S3-7和S3-8中的处理的处理执行。 图26中示出的"i"的值指示图24中示出的"N+1"的值，即，表示TDMS 应该重新记录在其中的TDMA的号码的数值。在图26中，首先，在步骤S301中，系统控制器60执行用于在TDMA[i访问指示器上执行信息记录的处理。在接下来的步骤S302 中，系统控制器60确定该信息记录是否成功。当确定信息记录成功并且在步骤S302中获得肯定的结果时，如 图所示，系统控制器60进入步骤S305，在TDMA[i的开头处记录最 新的TDMS，然后，完成图中示出的指示器记录处理。当确定信息记录不成功(失败)并且在步骤S302中获得否定的 结果时，系统控制器60进入步骤S303，并且确定TDMA[i]是否为最 后一个TDMA。具体地说，当盘1是SL时，系统控制器60确定i 是否为2。当盘1是DL时，系统控制器60确定i是否为5。当确定TDMAij不是最后一个TDMA并且在步骤S303中获得 否定的结果时，系统控制器60进入步骤S304,增加i的值(i=i+l), 然后，返回到步骤S301。因此，在下一个TDMA访问指示器上执行 信息记录。当确定TDMAi是最后一个TDMA并且在步骤S303中获得肯 定的结果时，系统控制器60执行步骤S306和后续步骤(S306、 S307 和S308)中的处理，作为用于对盘1结束化的处理。步骤S306至S308 中的处理与图21中示出的步骤S207至S209的处理相同。该处理与 图21中示出的处理的不同之处在于在TDMA[i中没有记录用于步骤 S306中的最新的TDMS。在上面解释的例子中，设置在标准下允许的所有的TDMA。然 而，例如，在SL的情况中，也可以将TDMA1和TDMA2的大小设 置为0。换句话说，也可以的是，将TDMA1的大小设置为0，并且 以TDMAO和TDMA2的顺序执行管理信息的更新。在DL的情况中， 也可以的是，将TDMA2的大小设置为0，并且跳过具有0大小的 TDMA来执标管理信息的更新。例如，当假设TDMA的大小设置为0时，在后在指示器上写入 信息的前提下执行指示器记录处理。在这种情况下，当响应在TDMA 访问指示器上的信息记录失败而在下一个TDMA上记录最新的 TDMS时，系统控制器检查下一个TDMA的大小是否为0。当该大小56不是为0时，系统控制器60将最新的TDMA记录在下一个TDMA 中。另一方面，当该大小为0时，系统控制器60检查是否仍存在下 一个TDMA(即，下一个TDMA是否为最后一个TDMA)。当仍存 在下一个TDMA时，系统控制器60检查该TDMA的大小是否为0。 以这样的方式，系统控制器60重复检查TDMA的大小是否为0，当 该大小为0时，检查下一个TDMA的大小是否为0。系统控制器60 只在其大小确定为非0的TDMA的开头处记录TDMS。当在基于先在指示器上写入信息的前提执行指示器记录处理时， 在响应在TDMA访问指示器上的信息记录失败而在下一个TDMA访 问指示器上执行信息记录的过程中，系统控制器60检查与下一个 TDMA访问指示器相对应的TDMA的大小是否为0。当该大小为非0 时，系统控制器60在下一个TDMA访问指示器上执行信息记录。另 一方面，当该大小为0时，系统控制器60检查是否仍存在下一个 TDMA(即，下一个TDMA是否为最后一个TDMA)。当仍存在下 一个TDMA时，系统控制器60检查该TDMA的大小是否为0。以这 样的方式，系统控制器60重复检查TDMA的大小是否为0，当该大 小为O时，检查下一个TDMA的大小是否为0。系统控制器60只在 其大小确定为非0的TDMA的TDMA访问指示器上执行信息记录。 因此，即使当TDMA的大小为0时，本发明也是可适用的。 已经解释了本发明的实施例。但是，本发明并不局限于上面解释 的特定例子。例如，在上面解释的例子中，本发明应用于一次写入式介质。但 是，本发明可以适当地应用于可重写介质。在上面解释的例子中，本发明可适用于盘状记录介质。但是，本 发明可以适当地应用于具有除了盘形以外的其它形状的记录介质。在 这种情况下，可以获得与实施例中的那些效果相同的效果。当记录介质包括下述区域时用户数据可以记录在其中的用户数 据记录区域；第一临时管理信息记录区域，才艮据在所述用户数据记录 区域中的数据记录应该更新的临时管理信息连续地记录在该第一临时管理信息记录区域中； 一个或多个第二临时管理信息记录区域，当 为了所述临时管理信息的更新而用尽所述第一临时管理信息记录区 域时，所述临时管理信息连续地记录在所述一个或多个第二临时管理 信息记录区域中；以及区域使用状态呈现区域，该区域使用状态呈现 区域与相应的第二临时管理信息记录区域相关联地提供，并且根据有 无信息写入来呈现相应的第二临时管理信息记录区域的使用状态，本 发明可以适当地应用于记录介质。在上面解释的例子中，根据实施例的盘驱动装置连接到主机设 备。但是，盘驱动装置也可以不连接到其他设备。在这种情况下，提 供操作单元和显示单元，并且，用于数据输入和输出的接口部分的结 构与图17中示出的结构不同。换句话说，只能不得不根据用户操作 来执行记录和再现，并且，只能不得不形成用于各种数据的输入和输 出的终端单元。在上面解释的例子中，根据实施例的记录设备是也可以执行再现 的记录和再现设备。但是，不用说，该记录设备可以是不具有再现功 能的只记录的设备。本领域技术人员应该理解，根据设计要求和其它因素，可以进行 各种修改、组合、子组合和替换，只要它们在所附权利要求或其等同 形式的范围内即可。58
权利要求
1.一种在记录介质上至少执行记录的记录设备，该记录介质包括用户数据记录区域，用户数据可以记录在该用户数据记录区域中；第一临时管理信息记录区域，将根据在所述用户数据记录区域中的数据记录应该更新的临时管理信息连续地记录在该第一临时管理信息记录区域中；一个或多个第二临时管理信息记录区域，当为了所述临时管理信息的更新而用尽所述第一临时管理信息记录区域时，将所述临时管理信息连续地记录在所述一个或多个第二临时管理信息记录区域中；以及区域使用状态呈现区域，该区域使用状态呈现区域与相应的第二临时管理信息记录区域相关联地提供，并且根据有无信息写入来呈现相应的第二临时管理信息记录区域的使用状态，所述记录设备包括记录装置，用于在所述记录介质上执行记录；以及控制装置，用于控制所述记录装置，其中，响应在所述区域使用状态呈现区域中进行信息记录，所述控制装置确定所述信息记录是否成功，并且，当确定所述信息记录失败时，所述控制装置控制所述记录装置以在位于与其中所述信息记录失败的所述区域使用状态呈现区域相对应的所述第二临时管理信息记录区域之后的、所述临时管理信息应该记录在其中的下一个第二临时管理信息记录区域中记录所述临时管理信息，然后，在与所述临时管理信息记录在其中的所述第二临时管理信息记录区域相关联的所述区域使用状态呈现区域中进行信息记录。
2. 根据权利要求1所述的记录设备，其中，当确定所述下一个 临时管理信息应该记录在其中的所述第二临时管理信息记录区域不 存在时，所述控制装置控制所述记录装置执行结束化处理。
3. —种在记录介质上至少执行记录的记录方法，该记录介质包 括用户数据记录区域，用户数据可以记录在该用户数据记录区域中； 第一临时管理信息记录区域，将根据在所述用户数据记录区域中的数据记录应该更新的临时管理信息连续地记录在该第一临时管理信息记录区域中； 一个或多个第二临时管理信息记录区域，当为了所述临 时管理信息的更新而用尽所述第一临时管理信息记录区域时，将所述 临时管理信息连续地记录在所述一个或多个第二临时管理信息记录 区域中；以及区域使用状态呈现区域，该区域使用状态呈现区域与相 应的第二临时管理信息记录区域相关联地提供，并且根据有无信息写 入来呈现相应的第二临时管理信息记录区域的使用状态，所述记录方 法包括以下步骤响应在所述区域使用状态呈现区域中进行信息记录，确定所述信 息记录是否成功；以及当确定所述信息记录失败时，在位于与其中所述信息记录失败的 区域使用状态呈现区域相对应的第二临时管理信息记录区域之后的、 所述临时管理信息应该记录在其中的下一个第二临时管理信息记录 区域中记录所述临时管理信息，然后，在与所述临时管理信息记录在 其中的第二临时管理信息记录区域相关联的区域使用状态呈现区域中进行信息记录。
4, 一种在记录介质上至少执行记录的记录设备，该记录介质包 括用户数据记录区域，用户数据可以记录在该用户数据记录区域中； 第一临时管理信息记录区域，将根据在所述用户数据记录区域中的数 据记录应该更新的临时管理信息连续地记录在该第一临时管理信息 记录区域中； 一个或多个第二临时管理信息记录区域，当为了所述临 时管理信息的更新而用尽所述第一临时管理信息记录区域时，将所述 临时管理信息连续地记录在所述一个或多个第二临时管理信息记录 区域中；以及区域使用状态呈现区域，该区域使用状态呈现区域与相 应的第二临时管理信息记录区域相关联地提供，并且根据有无信息写 入来呈现所述相应的第二临时管理信息记录区域的使用状态，所述记 录设备包括记录装置，用于在所述记录介质上执行记录；以及 控制装置，用于控制所述记录装置，其中，响应在所述区域使用状态呈现区域中进行信息记录，所述控制装 置确定所述信息记录是否成功，当确定所述信息记录失败时，所述控 制装置控制所述记录装置以在位于其中所述信息记录失败的所述区 域使用状态呈现区域之后的下一个区域使用状态呈现区域中执行信 息记录，并且，当确定所述信息记录成功时，所述控制装置控制所述 记录装置以在与其中所述信息记录成功的区域使用状态呈现区域相 对应的第二临时管理信息记录区域中记录所述临时管理信息。
5. 根据权利要求4所述的记录设备，其中，当确定下一个区域 使用状态呈现区域不存在时，所述控制装置控制所述记录装置执行结 束化处理。
6. —种在记录介质上至少执行记录的记录方法，该记录介质包 括用户数据记录区域，用户数据可以记录在该用户数据记录区域中； 第一临时管理信息记录区域，将根据在所述用户数据记录区域中的数 据记录应该更新的临时管理信息连续地记录在该第一临时管理信息 记录区域中； 一个或多个第二临时管理信息记录区域，当为了所述临 时管理信息的更新而用尽所述第一临时管理信息记录区域时，将所述 临时管理信息连续地记录在所述一个或多个第二临时管理信息记录 区域中；以及区域使用状态呈现区域，该区域使用状态呈现区域与相 应的第二临时管理信息记录区域相关联地提供，并且根据有无信息写 入来呈现所述相应的第二临时管理信息记录区域的使用状态，所述记 录设备包括响应在所述区域使用状态呈现区域中进行信息记录，确定所述信 息记录是否成功；以及当确定所述信息记录失败时，在位于其中所述信息记录失败的区 域使用状态呈现区域之后韵下一个区域使用状态呈现区域中执行信 息记录，并且，当确定所述信息记录成功时，在与其中所述信息记录 成功的区域使用状态呈现区域相对应的第二临时管理信息记录区域 中记录所述临时管理信息。
7. —种在记录介质上至少执行记录的记录设备，该记录介质包用户数据可以记录在该用户数据记录区域中； 第一临时管理信息记录区域，将根据在所述用户数据记录区域中的数 据记录应该更新的临时管理信息连续地记录在该第一临时管理信息 记录区域中； 一个或多个第二临时管理信息记录区域，当为了所述临 时管理信息的更新而用尽所述第一临时管理信息记录区域时，将所述 临时管理信息连续地记录在所述一个或多个第二临时管理信息记录 区域中；以及区域使用状态呈现区域，该区域使用状态呈现区域与相 应的第二临时管理信息记录区域相关联地提供，并且根据有无信息写 入来呈现所述相应的第二临时管理信息记录区域的使用状态，所述记 录设备包括记录单元，被配置为在所迷记录介质上执行记录；以及 控制单元，被配置为控制所述记录单元，其中， 响应在所述区域使用状态呈现区域中进行信息记录，所述控制单 元确定所述信息记录是否成功，并且，当确定所述信息记录失败时， 所述控制单元控制所述记录单元以在位于与其中所述信息记录失败 的所述区域使用状态呈现区域相对应的所述第二临时管理信息记录 区域之后的、所述临时管理信息应该记录在其中的下一个第二临时管 理信息记录区域中记录所述临时管理信息，然后，在与所述临时管理 信息记录在其中的所述第二临时管理信息记录区域相关联的所述区 域使用状态呈现区域中进行信息记录。
8. —种在记录介质上至少执行记录的记录设备，该记录介质包 括用户数据记录区域，用户数据可以记录在该用户数据记录区域中； 第一临时管理信息记录区域，将根据在所述用户数据记录区域中的数 据记录应该更新的临时管理信息连续地记录在该第一临时管理信息 记录区域中； 一个或多个第二临射管理信息记录区域，当为了所述临 时管理信息的更新而用尽所述第一临时管理信息记录区域时，将所述 临时管理信息连续地记录在所述一个或多个第二临时管理信息记录 区域中；以及区域使用状态呈现区域，该区域使用状态呈现区域与相 应的第二临时管理信息记录区域相关联地提供，并且根据有无信息写入来呈现所述相应的第二临时管理信息记录区域的使用状态，所述记录设备包括记录单元，被配置为在所述记录介质上执行记录；以及 控制单元，被配置为控制所述记录单元，其中， 响应在所述区域使用状态呈现区域中进行信息记录，所述控制单 元确定所述信息记录是否成功，当确定所述信息记录失败时，所述控 制单元控制所述记录单元以在位于其中所述信息记录失败的区域使 用状态呈现区域之后的下一个区域使用状态呈现区域中执行信息记 录，并且，当确定所述信息记录成功时，所述控制单元控制所述记录 单元以在与其中所述信息记录成功的区域使用状态呈现区域相对应 的第二临时管理信息记录区域中记录所述临时管理信息。
全文摘要
本发明提供一种记录设备和一种记录方法。该记录设备在记录介质上至少执行记录，该记录介质包括用户数据记录区域；第一临时管理信息记录区域；一个或多个第二临时管理信息记录区域；以及区域使用状态呈现区域。该记录设备包括记录单元，用于在所述记录介质上执行记录；以及控制单元，用于控制所述记录单元。所述控制单元确定所述信息记录是否成功，并且，当确定所述信息记录失败时，所述控制单元控制所述记录单元以在与其中所述信息记录失败的所述区域使用状态呈现区域相对应的所述第二临时管理信息记录区域之后的所述临时管理信息应该记录在其中的所述第二临时管理信息记录区域中记录所述临时管理信息，然后，在与所述临时管理信息记录在其中的所述第二临时管理信息记录区域相关联的所述区域使用状态呈现区域中进行信息记录。
文档编号G11B20/18GK101325066SQ200810125940
公开日2008年12月17日 申请日期2008年6月11日 优先权日2007年6月11日
发明者山本正晃, 赖本贤治 申请人:索尼株式会社