信息存储介质、信息记录方法和设备,以及信息再现方法和设备的制作方法

专利名称：信息存储介质、信息记录方法和设备,以及信息再现方法和设备的制作方法
技术领域：
本发明涉及信息存储介质(或信息记录介质)、使用该介质的信息记录方法和设 备，以及使用该介质的信息再现方法和设备。
背景技术：
这样的信息存储介质包括被称为DVD(数字通用光盘)的光盘。现有的DVD标准包 括只读DVD-R0M标准、可记录的DVD-R标准、(大约1000次)可重写DVD-RW标准、(10000 次以上)可重写DVD-RAM标准。 现有DVD中的ECC块具有单一产品代码结构(参见专利文件1)。 近年来，已经提出了在这样的光盘上实现较高的记录密度的各种方法。由于记录
密度的增大提高了线性密度，因此，使用现有DVD标准中的ECC块结构而没有任何修改，会
使得容许误差的脉冲串长度比现有DVD中的容许误差的脉冲串长度更短。这会导致使得光
盘抵御污垢和瑕疵的影响的能力下降的问题。 在可记录DVD标准中，在引入区域中记录记录中断过程中的中间数据(记录管理 数据)。每次发生记录中断时，必须另外记录中间数据。随着记录密度的增大，记录的数据 量变得更大，记录的中断的次数也会增大，因此，中间数据的量也会增大。由于记录数据和 中间数据存储在单独的特殊区域中，考虑到编辑记录的数据的方便性，即使在数据记录区 域中有可用空间，也不能进行记录，因为记录中断的发生频率的增大使得位于引入区域中 间的中间数据的记录位置获得饱和，因此，中间数据的记录位置消失。结果，现有的DVD标 准限制了对单个光盘(信息存储介质)允许的记录中断的最大数量，这会产生给用户带来 不方便的问题。 此外，诸如光盘之类的信息存储介质包括用于存储用户数据的用户区，并具有用 于补偿用户区中出现的缺陷的机制。这样的机制叫做"替换过程"。用于管理有关替换过程 的信息或缺陷管理数据的区域，叫做DMA(缺陷管理区)。在各种信息记录介质中，DVD-RAM 能进行十万次以上的覆盖。甚至在将数据覆盖到对这样的覆盖具有很高的抵御力的介质的 DMA的情况下，DMA的可靠性仍保持不变。例如，已知有通过在光盘上提供多个DMA来提高 DMA的可靠性的技术。 涉及这种光盘的参考专利包括日本专利No. 3071828、日本专利No. 2621459、日本 专利申请公开出版物No. 9-213011，以及美国专利No. 6， 496， 455。 由于常规信息存储介质中的ECC块具有单一产品代码结构，使记录密度更高会縮 短允许的误差的脉冲串长度，这会导致使得光盘抵御污垢和瑕疵的影响的能力下降的问题。 此外，在可记录信息存储介质中，记录中断的最大数量受到限制，这会产生给用户 带来不方便的问题。 在各种信息记录介质中，其允许的覆盖数量相对较小的(几十到数千)信息记录 介质具有覆盖介质的DMA的问题。即，作为覆盖的结果，这样的介质的DMA易于被损坏。
甚至在提供了多个DMA的情况下，仍会产生此问题。由于同时覆盖单个的DMA，当 一个DMA由于覆盖而被损坏时，其余的DMA也被损坏。 在DMA中，存储了如前所述的缺陷管理数据。如果DMA被损坏，则不能从DMA中读 取缺陷管理数据。因此，也不能使用介质本身。因此，需要改善DMA对覆盖的抵御力。

发明内容
本发明的目的是提供下列信息存储介质、信息记录和再现设备、信息再现设备、信 息记录方法，以及信息再现方法 (a)能抵御污垢和瑕疵的信息存储介质，以及使用该信息存储介质的信息记录和 再现设备、信息再现设备、信息记录方法，以及信息再现方法。
(b)具有几乎无限的记录中断次数的信息存储介质，以及使用该信息存储介质的
信息记录和再现设备、信息再现设备、信息记录方法，以及信息再现方法。
(c)根据本发明的信息记录介质的技术即使在介质抵御覆盖的能力相对较低的情
况下也能提供能够进行高度可靠的缺陷管理的信息存储介质。此外，还可以提供能够根据
高度可靠的缺陷管理数据再现信息的信息再现设备和信息再现方法。再此外，还可以提供
能够记录高度可靠的缺陷管理数据的信息记录方法。
(d)能够稳定而可靠地管理缺陷管理数据并在设备和存储介质两方面提高产品的
可靠性的信息存储介质、记录方法，以及再现设备。 为实现上述目的，本发明的实施例具有如下所述的装置 (A)信息记录介质包括其中记录用户数据的数据区，用于出现在数据区中的缺陷 的备用区(l)，其中记录有关使用备用区(1)的替换过程的缺陷管理数据的缺陷管理区 (DMA)，用于有关缺陷管理区(DMA)的缺陷管理数据的备用区(2)，以及其中记录用于管理 使用缺陷管理数据的备用区(2)的替换过程的DMA管理器的区域。 (B)信息记录介质包括其中记录用户数据的数据区，用于出现在数据区中的缺 陷的备用区(l)，其中记录使用备用区(1)的替换过程中的缺陷管理数据的缺陷管理区 (DMA)，用于缺陷管理区(DMA)上的缺陷管理数据的备用区(2)，以及记录用于管理使用缺 陷管理数据的备用区(2)的替换过程的DMA管理器的区域，随后的缺陷管理区(DMA)上的 缺陷管理数据的备用区(2)是根据使用缺陷管理区(DMA)上的缺陷管理数据的备用区(2) 的次数而使用的。 (C)信息记录介质包括其中记录用户数据的数据区，用于出现在数据区中的缺 陷的备用区(l)，其中记录使用备用区(1)的替换过程中的缺陷管理数据的缺陷管理区 (DMA)，用于缺陷管理区(DMA)上的缺陷管理数据的备用区(2)，以及记录用于管理使用缺 陷管理数据的备用区(2)的替换过程的DMA管理器的区域，以及一种装置，用于，当再现信 息存储介质上记录的信息时，读取缺陷管理区(DMA)上的缺陷管理数据的备用区(2)上的最新的区域信息，从而识别缺陷的备用区(1)的地址。
此外，实施例具有下列特征 (Dl)在根据本发明的一个实施例的信息存储介质中，ECC块由包括数据ID信息的多个记录帧构成， 一个ECC块由多个小的ECC块构成，同一个记录帧分布在多个小的ECC块中，偶数编号的记录帧中的数据ID不能分布在其中分布了奇数编号的记录帧中的数据ID的相同小的ECC块中。 (D2)根据本发明的另一个实施例的信息再现设备使用这样的信息存储介质，其中，ECC块由包括数据ID信息的多个记录帧构成，一个ECC块由多个小的ECC块构成，同一个记录帧分布在多个小的ECC块中，偶数编号的记录帧中的数据ID不能分布在其中分布了奇数编号的记录帧中的数据ID的相同小的ECC块中，并包括用于再现ECC块和进行纠错处
理的装置。 (D3)根据本发明的另一个实施例的信息记录方法使用这样的信息存储介质，其中，ECC块由包括数据ID信息的多个记录帧构成， 一个ECC块由多个小的ECC块构成，并将同一个记录帧分布在多个小的ECC块中，并进一步将偶数编号的记录帧中的数据ID分布在小的ECC块中，而将奇数编号的记录帧中的数据ID分布在不同的小的ECC块中。
(D4)根据本发明的另一个实施例的信息再现方法使用这样的信息存储介质，其中，ECC块由包括数据ID信息的多个记录帧构成，一个ECC块由多个小的ECC块构成，同一个记录帧分布在多个小的ECC块中，偶数编号的记录帧中的数据ID不能分布在其中分布了奇数编号的记录帧中的数据ID的相同小的ECC块中，并包括用于再现ECC块和进行纠错处理的步骤。 (D5)根据本发明的另一个实施例的信息存储介质包括其中可以设置可扩展的记录管理数据区的数据区和引入区域。 (D6)根据本发明的另一个实施例的信息记录和再现设备使用这样的信息存储介质，该信息存储介质包括其中可以设置可扩展的记录管理数据区的数据区和引入区域，并具有一个装置，用于，当当前设置的记录管理数据区的空闲空间降低到或低于某一特定值当，在数据区中设置新的记录管理数据区。 (D7)根据本发明的另一个实施例的信息再现设备使用这样的信息存储介质，该信
息存储介质包括其中可以设置可扩展的记录管理数据区的数据区和引入区域，并具有一个
装置，用于按顺序搜索多个记录管理数据区并再现最新的记录管理数据。 (D8)根据本发明的另一个实施例的信息记录方法使用这样的信息存储介质，该信
息存储介质包括其中可以设置可扩展的记录管理数据区的数据区和引入区域，并具有一个
步骤，当当前设置的记录管理数据区的空闲空间降低到或低于某一特定值时，在数据区中
设置新的记录管理数据区。
(D9)根据本发明的另一个实施例的信息再现方法使用这样的信息存储介质，该信
息存储介质包括其中可以设置可扩展的记录管理数据区的数据区和引入区域，并具有一个
步骤，用于按顺序搜索多个记录管理数据区并再现最新的记录管理数据。
(D10) —种信息存储介质包括可重写区域，该可重写区域具有用于存储用户数据
的用户区和用于存储缺陷管理数据的缺陷管理区，缺陷管理数据用于管理可重写区域中的
有缺陷的区域，缺陷管理区包括用于以初始状态存储缺陷管理数据的第一缺陷管理预留区，以及用于存储以特定时间中转的缺陷管理数据的第二缺陷管理预留区。
(Dll) —种信息再现设备，该设备从具有可重写区域的信息存储介质再现信息，包
括获取装置，用于从可重写区域中的缺陷管理区中包括的多个缺陷管理预留区中的某一个
预留区获取用于管理可重写区域中的有缺陷的区域的最新的缺陷管理数据，再现装置，用
于根据最新的缺陷管理数据，从可重写区域中的用户区再现用户数据。 (D12) —种从具有可重写区域的信息存储介质再现信息的信息再现方法，从可重写区域中的缺陷管理区中包括的多个缺陷管理预留区中的某一个预留区获取用于管理可重写区域中的有缺陷的区域的最新的缺陷管理数据，根据最新的缺陷管理数据，从可重写区域中的用户区再现用户数据。
(D13) —种将信息记录到具有可重写区域的信息存储介质上的信息记录方法，该
可重写区域具有用于存储缺陷管理数据的缺陷管理区，缺陷管理数据用于管理可重写区域
中的有缺陷的区域，缺陷管理区包括其中以初始状态记录缺陷管理数据的第一缺陷管理预
留区，以及以特定时间将缺陷管理数据中转到其中的第二缺陷管理预留区。 在随后的描述中将阐述各个实施例的其他目标和优点，经过描述，这些目的和优
点将变清楚，也可以通过本发明的实践来了解。本发明的目的和优点可以通过下文中特别
指出的手段和它们的组合来实现和获得。


本说明书收入的并构成本说明书的一部分的

了本发明的实施例，与上文
给出的一般说明，下面给出的实施例的详细说明 一起，用于说明本发明的原理。
图1是本发明的信息记录和再现设备的实施例的配置的说明图； 图2显示了包括图1的同步代码位置提取部分145的边缘部分的详细配置； 图3显示了使用限制电平检测方法的信号处理电路； 图4显示了图3的限幅器310的详细配置； 图5显示了使用PRML检测方法的信号处理电路； 图6显示了图1或5的维特比解码器156的配置； 图7显示了PR(1，2，2，2，1)类的状态转移; 图8是帮助说明覆盖过程中的创建"下一边界标记NBM"的方法的流程 图9显示了本实施例中的信息存储介质的配置和尺寸； 图10显示了在可记录信息存储介质中或在具有一层结构的只再现信息存储介质中设置物理扇区号的方法； 图11显示了在具有双层结构的只再现信息存储介质中设置物理扇区号的方法；
图12A和图12B显示了在可重写信息存储介质中设置物理扇区号的方法；
图13显示了只再现信息存储介质中的一般参数的值；
图14显示了可记录信息存储介质中的一般参数的值；
图15显示了只重写信息存储介质中的一般参数的值； 图16是显示了各种信息存储介质之间的系统引入区域SYLDI和数据引入区域DTLDI中的详细数据结构的比较的图表； 图17A和17B显示了可记录信息存储介质中的RMD重复区域RDZ和记录管理区域RMZ中的数据结构； 图18A和图18B是显示了各种信息存储介质之间的数据区DTA和数据引出区域DTLD0中的数据结构的比较的图表； 图19显示了用于执行试写到驱动器测试区域的记录脉冲的波形(写入策略)； 图20是显示了记录脉冲波形的定义的图表； 图21A和21B是可记录信息存储介质中的边界区域的结构的说明图； 图22A和22B显示了控制数据区CDZ和R物理信息区域RIZ中的数据结构； 图23A和23B具体显示了物理格式信息PFI和R物理格式信息R_PFI中的信息的内容； 图24是显示了数据区DTA上的位置信息中记录的详细信息的内容之间的比较的图表； 图25显示了记录管理数据RMD的详细数据结构； 图26显示了记录管理数据RMD的详细数据结构； 图27显示了记录管理数据RMD的详细数据结构； 图28显示了记录管理数据RMD的详细数据结构； 图29显示了记录管理数据RMD的详细数据结构； 图30显示了记录管理数据RMD的详细数据结构； 图31概要显示了配置物理扇区结构的转换过程； 图32显示了数据帧的结构； 图33显示了当创建加密帧时给予移位寄存器的初始值和反馈移位寄存器的电路配置； 图34是ECC块结构的说明图； 图35是帮助说明加密之后的帧配置的图表； 图36是帮助说明PO交错方法的图表； 图37是帮助说明物理扇区的结构的图表； 图38是帮助说明同步代码模式的内容的图表； 图39显示了调制块的配置； 图40是帮助说明代码字的并置规则的图表； 图41显示了代码字和同步代码的连接； 图42是帮助说明再现代码字的分离规则的图表； 图43显示了调制方法中的转换表； 图44显示了调制方法中的转换表； 图45显示了调制方法中的转换表； 图46显示了调制方法中的转换表； 图47显示了调制方法中的转换表； 图48显示了调制方法中的转换表； 图49显示了解调表； 图50显示了解调表； 图51显示了解调表；
图52显示了解调表；
图53显示了解调表；
图54显示了解调表；
图55显示了解调表；
图56显示了解调表；
图57显示了解调表；
图58显示了解调表；
图59是帮助说明参考代码模式的图表； 图60是帮助说明信息存储介质上的记录数据的数据单元的图表；
图61显示了各种信息存储介质的数据记录格式之间的比较； 图62是帮助说明每一种信息存储介质类型的数据结构和常规信息存储介质的数 据结构之间的比较的图表； 图63是帮助说明每一种信息存储介质类型的数据结构和常规信息存储介质的数 据结构之间的比较的图表； 图64是帮助说明摆频调制中的180°相位调制和NRZ技术的图表； 图65是帮助说明地址位区域中的摇摆形状和地址位之间的关系的图表； 图66是显示了可记录信息存储介质和可重写信息存储介质之间的摇摆配置和记
录位置的比较的图表； 图67是帮助说明可记录信息存储介质和可重写信息存储介质之间的摇摆配置和 记录位置的比较的图表； 图68是帮助说明可记录信息存储介质和可重写信息存储介质中各自的地址定义 方法的图表； 图69是帮助说明可重写信息存储介质上的摆频调制中的地址信息的记录格式的 图表； 图70显示了格雷码； 图71显示了具体实现格雷码转换的算法； 图72是帮助说明在槽纹区域中形成无限的位区域的示例的图表；
图73显示了可记录信息存储介质上的已调制区域的位置； 图74显示了涉及已调制区域中的主要位置和辅助位置的摇摆数据单元的配置；
图75是帮助说明摇摆数据单元中的摇摆同步模式和位置关系之间的比较的图 表； 图76显示了可记录信息存储介质上的物理段中的已调制区域位置； 图77是显示了可重写信息存储介质和可记录信息存储介质之间的摇摆地址信息
的数据结构的比较的图表； 图78显示了组合摇摆同步模式和物理段上的类型标识信息和已调制区域的布局
模式的方法之间的关系； 图79显示了记录簇的布局； 图80显示了可重写信息存储介质上记录的可重写数据的数据记录方法； 图81是帮助说明可重写信息存储介质上记录的可重写数据的数据随机移位的图表； 图82是帮助说明附加记录到可记录信息存储介质上的记录方法的图表； 图83显示了高到低(H — L)记录薄膜和低到高(L — H)记录薄膜各自的反射率
范围； 图84显示了图36的P0交错之后的ECC块的详细结构；
图85A和85B显示了记录管理数据RMD的数据结构； 图86A和86B显示了不同于图21A和21B的涉及可记录信息存储介质中的边界区 域的结构的另一个实施例； 图87是显示了本实施例和现有的DVD-R之间的比较的图表； 图88是帮助说明物理格式信息的图表； 图89是帮助说明记录管理数据RMD的基本概念的图表； 图90是在信息再现设备或信息记录和再现设备中安装信息存储介质之后的处理 过程的流程图； 图91是帮助说明在信息记录和再现设备中将更多的信息记录到可记录信息存储 介质上的方法的流程图； 图92是帮助说明设置可扩展的记录管理区域RMZ的方法的概念的图表； 图93是图92的详图； 图94是帮助说明边界区的图表； 图95是帮助说明在信息记录和再现设备中关闭第二和更高的边界区域的过程的 图表； 图96是帮助说明当在信息记录和再现设备中临时关闭边界区域之后执行结束过 程时的处理方法的图表； 图97是帮助说明在边界内记录的扩展的记录管理区域EX. RMZ的原理的图表；
图98是帮助说明R区域的图表； 图99是帮助说明使用R区域同时在多个位置记录更多信息的方法的概念的图 表； 图100显示了在信息记录和再现设备中设置R区域和记录管理数据RMD的方法之 间的关系； 图101显示了当关闭第一边界区域时R区域和记录管理数据RMD之间的关联；
图102是帮助说明信息记录和再现设备中的结束过程的过程的图表；
图103是帮助说明使用R区域设置扩展的记录管理区域EX. RMZ的原理的图表；
图104显示了使用R区域和记录管理数据RMD的扩展的记录管理区域的新设置之 间的关系； 图105是帮助说明当当前记录管理区域RMZ在同一个边界区域变满时的处理方法 的概念的图表； 图106是帮助说明扩展测试区域的概念的图表；
图107是帮助说明扩展测试区域的概念的图表； 图108是在信息再现设备或信息记录和再现设备中使用RMD重复区域RDZ搜索最 新的记录管理数据RMD的记录位置的方法的图表；
图109显示了信息记录和再现设备中的摇摆信号检测部分135的详细配置； 图110是帮助说明信息记录和再现设备中的摇摆信号检测部分的操作的信号波 形图表； 图111是帮助说明锁相环电路356的操作原理的信号波形图表； 图112是帮助说明相位检测器358中包括的脉动消除器的操作原理的电路图； 图113显示了被表示为标记长度/前面的间距的函数的记录条件参数； 图114是帮助说明在每一种记录薄膜类型中的未记录的位置中的反射率和已记
录的位置中的反射率的图表； 图115是显示了各种记录薄膜之间的每一个区域中的反射率的比较的图表； 图116显示了边界区BRDZ的大小； 图117显示了终结器的大小； 图118显示了数据ID的数据结构； 图119是帮助说明在结束过程之后设置各种数据引出区域的方法的图表； 图120是帮助说明在结束过程之后设置各种数据引出区域的方法的图表； 图121是帮助说明记录管理数据RMD的数据结构的另一个实施例的图表； 图122A和122B是帮助说明记录管理数据RMD的数据结构的另一个实施例的图 表； 图123A和123B显示了 RMD字段1的另一个数据结构； 图124是帮助说明可记录信息存储介质中的摇摆地址信息的数据结构的另一个 实施例的图表； 图125是列出了涉及本实施例的要点和效果的表； 图126A和126B是列出了涉及本实施例的要点和效果的表； 图127是列出了涉及本实施例的要点和效果的表； 图128A和128B是列出了涉及本实施例的要点和效果的表； 图129A和129B是列出了涉及本实施例的要点和效果的表； 图130A和130B是列出了涉及本实施例的要点和效果的表； 图131A和131B是列出了涉及本实施例的要点和效果的表； 图132A和132B是列出了涉及本实施例的要点和效果的表； 图133A和133B是列出了涉及本实施例的要点和效果的表； 图134是列出了涉及本实施例的要点和效果的表； 图135是列出了涉及本实施例的要点和效果的表； 图136是帮助说明根据本实施例的可重写信息存储介质中的数据区中的组结构 的图表； 图137是图136之后的说明图表； 图138是显示了涉及摇摆数据单元中的已调制区域中的主要位置和辅助位置的 已调制区域布局的另一个实施例的说明图； 图139是涉及在可记录信息存储介质上进行附加记录的记录方法的另一个实施 例的说明图； 图140是涉及控制数据区的数据结构的另一个实施例的说明 图141A和141B是涉及物理格式信息和R物理格式信息的另一个实施例的说明 图； 图142概要显示了根据本发明的一个实施例的信息存储介质(光盘)的数据结 构； 图143是帮助说明替换过程的流程图； 图144概要显示了信息存储介质中提供的DMA的数据结构； 图145显示了在DMA中包括的DDS/PDL块的开始扇区中写入的内容的示例； 图146显示了在DMA中包括的SDL块中写入的内容的示例； 图147显示了 SDL中包括的多个SDL条目中的某一个的数据结构的示例； 图148是帮助说明使用DMA系列的方法的状态转移图； 图149显示了在DMA中提供的单个计数器的状态和DMA的过渡之间的关系的第1 部分； 图150显示了在DMA中提供的单个计数器的状态和DMA的过渡之间的关系的第2 部分； 图151是帮助说明搜索现在正在使用的DMA的过程的流程图； 图152是帮助说明注册和更新DMA的过程的流程图； 图153是帮助说明使用多个DMA系列的方法的状态转移图； 图154是帮助说明其中提供了多个DMA系列的引入区域和引出区域的图表； 图155是从其中提供了多个DMA系列的介质中再现数据的过程的流程图； 图156概要显示了根据本发明的一个实施例的信息记录和再现设备的配置； 图157是帮助说明由DMA管理器进行DMA管理的示意图； 图158显示了信息存储介质上的DMA和管理器存储区的配置以及管理器存储区的 数据结构； 图159显示了存储在管理器存储区中的管理器预留区中的DMA管理器的数据结 构； 图160显示了 DMA1到DMA4中包括的DMA预留区的配置； 图161显示了 DMA和ECC块之间的关系； 图162显示了 DMA管理器和DMA的配置； 图163显示了 DMA的过渡； 图164显示了 DMA管理器的过渡； 图165显示了 DMA的条件； 图166显示了 DMA预留区的条件； 图167是帮助说明在异常状态下DMA预留区上的错误判断的示例的图表； 图168显示了介质上的DMA和管理器存储区的配置以及DMA中包括的DMA预留区 的配置； 图169显示了引入区域和引出区域中的管理器存储区和DMA的物理布局； 图170显示了由于替换过程而需要重写的区域； 图171显示了 PDL的内容； 图172显示了 SDL的内容；
图173是概述了更新DMA的过程的流程图； 图174是概述了更新DMA管理器的过程的流程图； 图175是概述了根据DMA的再现过程的流程图；以及 图176是帮助说明DDS中的字节分配配置的图表。
具体实施例方式
在图1中，控制部分143上方的部分主要表示信息存储介质的信息记录控制系统。 信息再现设备的实施例对应于图1中的信息记录控制系统之外的部分。下面将参考附图， 说明根据本发明的信息存储介质，使用该信息存储介质的信息记录和再现设备、信息再现 设备、信息记录方法，和信息再现方法的实施例。 图1是显示了信息记录和再现设备的一个实施例的配置的图表。在图1中，控制 部分143上方的部分主要表示信息存储介质的信息记录控制系统。信息再现设备的实施例 对应于图1中的信息记录控制系统之外的部分。在图1中，粗的实线箭头表示代表再现的 信号或记录信号的主要消息的流程，细的实线箭头表示信息流，单点划线箭头表示参考时 钟线路，细的虚线箭头表示命令目标的方向。在图1中，在信息记录和再现部分141中提供 了光学头(未显示)。在本实施例中，信息是使用PRML(部分响应最大似然率)技术再现再 现的，从而实现了信息存储介质的较高的记录密度(图125中的点[A])。由于各种实验的 结果显示了 ，使用PR(l， 2， 2， 2， 1)作为PR类不仅能使线性密度提高，而且还能使再现的信 号的可靠性(例如，当发生诸如模糊或光道移位之类的伺服校正误差时解调的可靠性)提 高，在本实施例中使用了PR(1，2，2，2，1)(图125中的(点(Al))。在本实施例中，根据(d， k;m，n)调制规则(就是上文所描述的写入方法中的m/n调制中的RLL(d，k))，将已调制通 道位串记录到信息存储介质上。具体来说，使用将8位数据转换为12通道位(其中，m = 8禾口 n = 12)的ETM(8到12调制)作为调制方法。作为对已调制通道位串中的连续的"0" 的长度施加的游程长度受限的(RLL)限制，应用了RLL(l，lO)条件，其中，连续的"0"的数 量的最小值为d = l，而最大值k = 10。在本实施例中，通道位间隔縮短，以接近于其极限， 旨在使信息存储介质的记录密度更高。结果，例如，当将模式"101010101010101010101010" 记录到信息存储介质上(模式以d = 1的方式重复)，在信息记录和再现部分141再现数据 时，再现的原始信号的振幅几乎被噪声淹没在杂讯中，因为信号接近于再现光学系统的MTF 特征曲线的截止频率。因此，使用PRML(部分响应最大似然率)技术作为再现其密度几乎 接近于MTF特征的极限(截止频率)的记录标记或坑的方法。 具体来说，将在PR平衡电路130中对信息记录和再现部分141中再现的信号进行 再现波形校正。在从参考时钟发生器160发送了参考时钟198的时间的情况下，AD转换器 169对穿过PR平衡电路130的信号进行采样，并将该信号转换为数字量。然后，在维特比解 码器156中对所产生的信号进行维特比解码处理。经过维特比解码过程处理后的数据被作 为在常规限制电平下二进制化的相同数据来进行处理。当使用PRML技术时，AD转换器169 中的采样时间的移位增大了维特比解码之后的数据的错误率。如此，为提高采样时间的精 度，信息再现设备或信息记录和再现设备特别具有单独的采用时间提取电路(施密特触发 器二进制化电路155和PLL电路174的组合)。 施密特触发器二进制化电路155具有用于二进制化的限幅基准电平的特定
12范围(在实践中为二极管的正向电压值)。只有在超过该特定范围的情况下，二进制 化电路155才对信号进行二进制化处理。因此，例如，如果如上所述的那样输入模式 "101010101010101010101010"，信号振幅太小而无法执行二进制化。如果输入了较粗的模 式，例如，"1001001001001001001001"，由于再现的原始信号的振幅变大，在施密特触发器 二进制化电路155中以"l"为时间执行已二进制化信号的极性之间的切换。在本实施例中， 使用了NRZI(不归零倒置)技术，模式中的"l"的位置与记录标记或坑的边缘部分(边界 部分) 一致。 PLL电路174检测从施密特触发器二进制化电路155输出的二进制化信号和从参 考时钟发生器160发出的参考时钟信号198之间的频率和相位中的差，并更改PLL电路174 的输出时钟的频率和相位。通过使用PLL电路174的输出信号和来自维特比解码器156的 解码特征信息(虽然未具体显示，有关维特比解码器156中的路径量度存储器中的收敛长 度(到收敛的距离)的信息)，参考时钟发生器160对参考时钟198的(频率和相位)应用 反馈，以便维特比解码之后的错误率可以降低。在处理再现的信号时，使用参考时钟发生器 160中生成的参考时钟198作为参考时间。 同步代码位置提取部分145检测在维特比解码器156的输出数据字符串中混合的 同步代码的位置，并提取输出数据的起始位置。在以起始位置作为参考的情况下，解调电路 152对临时存储在移位寄存器电路170中的数据进行解调。在本实施例中，对于每12个通 道位，通过参考解调转换表记录部分154中记录的转换表来恢复原始位串。此后，ECC解码 电路162执行纠错过程。然后，解密电路159执行解密。在本实施例的记录类型的(可重 写或可记录)信息存储介质中，通过摆频调制来记录地址信息。摇摆信号检测部分135再 现地址信息(即，判断摇摆信号的内容)，并将访问所希望的位置所需的信息提供到控制部 分143。 下面将说明控制部分143上方的信息记录控制系统。数据ID生成部分165根据 信息存储介质上的记录位置创建数据ID信息。当CPR_MAI数据生成部分167创建复制控 制信息时，数据ID、IED、CPR_MAI、EDC添加部分168将包括数据ID、 IED、CPR_MAI和EDC的 各种信息片段添加到要记录的信息。此后，解密电路157执行解密。然后，在ECC编码电路 161构建了 ECC块并且调制电路151将ECC块转换为通道位串之后，同步代码创建和添加 部分146将同步代码添加到位串中，信息记录和再现部分141将数据记录到信息存储介质 上。在调制过程中，DSV(数字和值)计算部分148—个接一个地计算调制之后的DSV。将 DSV反馈到调制过程的代码转换过程。 图109和图110是帮助说明本实施例的信息记录和再现设备中的摇摆信号检测部 分135 (图1)的详细配置的图表。 将摇摆信号输入到带通滤波器352。将带通滤波器352的输出输入到A/D转换器 354。 A/D转换器354将数字摇摆信号(图110中的(a))输入到锁相环电路356和相位检 测器358。锁相环电路356锁定输入信号的相位，并提取再现的载波信号(图110中的(b)) 并将其提供到相位检测器358。根据再现的载波信号，相位检测器358检测摇摆信号的相 位，并将相位检测信号(图110中的(c))提供到低通滤波器362。锁相环电路356锁定输 入信号的相位，并提取摇摆信号(图110中的(e))并将摇摆信号提供到符号时钟发生器 360。低通滤波器362还将调制极性信号(图110中的(d))提供到符号时钟发生器360，该符号时钟发生器生成符号时钟(图110中的(f))，并将符号时钟提供到地址检测器364。 地址检测器364根据从低通滤波器362输出的调制极性信号(图110中的(d))和在符号 时钟发生器360中生成的符号时钟(图110中的(f))来检测地址。 图111是帮助说明图109的锁相环电路356的操作原理的图表。本实施例使用摇 摆PLL方法，该方法对摇摆信号(NPW)进行相位同步。然而，由于对包括正常相位摇摆(NPW) 和反转相位摇摆(IPW)的输入摇摆信号进行了相位调制，如图111的(a)所示，需要消除调 制分量。以下列三种方式来去除调制分量 1)摇摆平方法对摇摆进行平方能使调制分量去除，如图111中的(b)所示。PLL
与平方后的摇摆进行同步。 2)重新调制法如图111的(c)所示，通过再次将摆频调制区域调制为反相位的 区域，可以去除调制分量。 3)掩蔽法通过停止摆频调制区域中的相位控制(或将相位误差固定为零)，也可 以去除调制分量。 图112是帮助说明图109的相位检测器358中包括的脉动消除器(未显示)的操 作原理的图表。将在相位检测器358中检测到的相位检测信号提供到正常相位摇摆(NPW) 检测器370和反转相位摇摆(IPW)检测器372，从而检测正常相位摇摆(NPW)的检测振幅和 反转相位摇摆(IPW)检测振幅。正常相位摇摆(NPW)检测器370和反转相位摇摆(IPW)检 测器372的输出穿过低通滤波器374、376，并被提供到检测偏差分量的加法器378。相位检 测信号和加法器378的输出被提供到从相位检测信号中去除摇摆脉动分量的减法器380。 减法器380的输出作为相位检测信号提供到图109的低通滤波器362。
图2显示了包括同步代码位置提取部分145的边缘部分的详细配置。同步代码由 具有固定模式和可变代码部分的同步位置检测代码部分构成。同步位置检测代码检测部分 182根据从维特比解码器156输出的通道位串检测具有固定模式的同步位置检测代码部分 的位置。可变代码传输部分183、184提取有关在代码部分之前和之后存在的可变代码的数 据。同步帧位置标识代码内容标识部分185判断检测到的同步代码位于稍后说明的扇区的 哪一个同步帧中。记录在信息存储介质上的用户信息被按顺序一个接一个地传输到移位寄 存器电路170、解调电路152中的解调部分188，以及ECC解码电路162。
在本实施例中，如图125的点[A]所示，通过PRML技术在数据区、数据引入区域， 以及数据引出区域进行再现，从而实现信息存储介质的较高的记录密度(特别是线性密度 的改善)，而如图125的点[B]所示，通过限制电平检测技术在系统引入和系统引出区域进 行再现，从而不仅能保证与现有的DVD的互换性，而且还能使再现稳定。
图3显示了在系统引入区域和系统引出区域中进行再现时使用的使用限制电平 检测方法的信号处理电路的实施例。图3的4象限光检测器302固定到图1的信息记录和 再现部分141中存在的光学头上。通过将来自4象限光检测器302的相应的光检测单元的 读出信号进行求和而获得的信号叫做"读取通道1信号"。图3中的前置放大器304到限幅 器310显示了图1的限制电平检测电路132的详细配置。从信息存储介质获取的再现信号 穿过高通滤波器306，该高通滤波器将低于再现信号的频带的频率分量切除，然后，在前置 均衡器308中对再现信号进行波形均衡处理。实验表明，使用7分叉均衡器作为前置均衡 器308可最小化电路的大小，能以较高的准确性检测再现信号。如此，在本实施例中，使用7分叉均衡器。图3的VF0电路PLL部分312对应于图1的PLL电路174。图3的调制电 路ECC解码电路314对应于图1的解调电路152和EEC解码电路162。
图4显示了图3的限幅器310的详细配置。限幅器310使用比较器316来限制读 取通道l信号，从而生成二进制信号(二进制数据)。在本实施例中，使用负荷反馈方法，相 对于二进制化之后的二进制数据的反信号，将低通滤波器318、320的输出信号设置为二进 制化中的限制电平。在本实施例中，将低通滤波器318、320的截止频率设置为5KHz。当截 止频率比较高时，限制电平快速波动，这会使输出信号比较可能受杂讯的影响。相反，当截 止频率比较低时，限制电平响应速度慢，这会使输出信号比较可能受信息存储介质上的污 垢或瑕疵的影响。考虑到RLL(l，lO)和通道位的参考频率之间的关系，将截止频率设置为 5KHz。 图5显示了通过使用PRML检测方法在数据区、数据引入区域和数据引出区域再现 信号的信号处理电路。图5的4象限光检测器302固定到图1的信息记录和再现部分141 中存在的光学头上。通过将来自4象限光检测器302的相应的光检测单元的读出信号进行 求和而获得的信号叫做"读取通道1信号"。图1的PR平衡电路130的详细配置由各种电 路构成，包括前置放大器电路304到三通控制器332、均衡器330，以及偏移消除器336。图 5的PLL电路334是图1的PR平衡电路130的一部分，并且不同于图1的施密特触发器二 进制化电路155。图5中的高通滤波器电路306的主要截止频率设置为lKHz。如在图3中 那样，使用7分叉均衡器作为前置均衡器电路(因为使用7分叉均衡器作为前置均衡器可 最小化电路的大小，能以较高的准确性检测再现信号)。A/D转换器324的采样时钟频率为 72MHz，数字输出为8位。在PRML检测方法中，当再现信号受到整个再现信号中的电平波动 (DC偏移)的影响时，在维特比解调过程中容易出现错误。为消除影响，偏移消除器336使 用从均衡器330的输出中获取的信号来校正偏移。在图5的实施例中，在图1的PR平衡电 路130中执行自适应均衡处理。为此，使用了三通控制器332，该控制器使用维特比解码器 156的输出信号来校正均衡器中的每一个分叉系数。 图6显示了图1或5的维特比解码器156的配置。分支量度计算部分340计算从 输入信号预期的所有分支的分支量度，并将所产生的值发送到ACS 342。代表Add Compare Select (加法比较选择)的ACS 342通过将每一个预期的路径的分支量度相加来计算路径 量度，并将计算的结果传输到路径量度存储器350。此时，ACS342还参考路径量度存储器 350中的信息来进行计算。路径存储器346临时存储每一个路径的预期的情况(过渡)和 在ACS 342中计算出的每一个路径的路径量度的值。输出切换部分348将每一个路径的路 径量度与另一个路径的路径量度进行比较，并选择其路径量度值是最小的路径。
图7显示了本实施例中的PR(1，2，2，2，1)类的状态转移。在PR(l， 2， 2， 2， 1)类中 预期的状态的过渡中，由于只有图7所示的那一个是可能的，因此，维特比解码器156根据 图7的转移图来判断在解码时可能存在(或预期)的路径。 图9显示了本实施例中的信息存储介质的配置和尺寸。在本实施例中，说明了下 列三种信息存储介质类型 _只用于再现并防止记录的"只再现信息存储介质"
_能只进行一次附加记录的"可记录信息存储介质"
_能尽可能多次重写的"可重写信息存储介质"
如图9所示，三种信息存储介质类型共享大多数配置和尺寸。在三种信息存储介 质类型中的每一种信息存储介质中，都从内边缘按顺序提供了脉冲切割区BCA、系统引入区 域SYLDI、连接区域CNA、数据引入区域DTLDI，以及数据区DTA。在OPT只再现介质之外的 所有信息存储介质中，在外边缘部分提供了数据引出区域DTLDO。如稍后所描述的，在OPT 只再现介质中，在外边缘部分提供了中间区域MDA。在系统引入区域SYLDI中，信息是以压 纹(坑前)的形式记录的。在可记录信息存储介质和可重写信息存储介质这两种介质中， 此区域用于只再现(防止附加记录)。 在只再现信息存储介质中，信息以压纹(坑前)形式记录在数据引入区域DTLDI 中，而在可记录和可重写信息存储介质中，数据引入区域DTLDI能通过创建记录标记而另 外记录新信息(或在可重写信息存储介质中重写)。如稍后所描述的，在可记录和可重写信 息存储介质中，能另外记录信息的区域(或在可重写信息存储介质中重写)和以压纹(坑 前)形式记录信息的只再现区域在数据引出区域DTLDO中混合。如上所述，在图9的数据 区DTA、数据引入区域DTLDI、数据引出区域DTLDO，以及中间区域MDA中，通过PRML方法来 再现记录在那里的信号，从而实现了信息存储介质的较高的记录密度(图125中的点[A])。 同时，在系统引入区域SYLDI和系统引出区域SYLDO中，通过限制电平检测方法来再现记录 在那里的信号，从而保证了与现有的DVD的互换性以及再现的稳定性(图125中的点[B])。
与当前DVD标准不同的是，脉冲切割区BCA和系统引入区域SYLDI不彼此重叠，在 图9的实施例中在空间上是分离的(图125中的点(B2))。在脉冲切割区BCA和系统引入 区域SYLDI在物理上彼此分开可以防止在再现信息时记录在系统引入区域SYLDI中的信息 和记录在脉冲切割区BCA中的信息彼此干涉，这样便可以以较高的准确性来再现信息。
涉及图125的点(B2)显示的实施例的另一个实施例是，当如图125的点(B3)显 示的那样使用低到高(L —H)记录薄膜时，在提供了脉冲切割区BCA的位置预先形成显微 凹凸形状的方法。当稍后说明有关图23A和23B中的第192个字节中存在的记录标记的极 性的信息(判断记录薄膜是高到低(H —L)还是低到高(L —H))时，将给出如下说明本 实施例不仅将常规的高到低(H—L)记录薄膜包括到标准中，而且还将低到高(L —H)记 录薄膜包括到标准中，从而提高了记录薄膜的选择范围，这样，不仅可以实现快速记录，而 且还可以提供低成本的介质(图128A和128B中的点(G2))。如稍后所描述的，本实施例还 考虑到使用低到高(L —H)记录薄膜的情况。通过将记录薄膜接受本地激光的曝光来创建 脉冲切割区BCA中记录的数据(条形码数据)。如图16所示，由于在压纹坑区域211中形 成了系统引入区域SYLDI，从系统引入区域SYLDI再现的信号出现在其中光反射量与来自 镜面210的光反射量相比縮小的方向。如果使脉冲切割区BCA进入镜面210的状态并使用 低到高(L —H)记录薄膜，则从写入到脉冲切割区BCA中的数据再现的信号出现在其中光 反射量与来自镜面210(在未记录状态)的光反射量相比增大的方向。这会导致从在脉冲 切割区BCA中创建的数据再现的信号的最大和最小电平的位置(振幅电平)和从系统引入 区域SYLDI再现的信号的最大和最小电平的位置(振幅电平)之间的差巨大。如稍后在说 明图16(和图125的点(B4))时所描述的，信息再现设备或信息记录和再现设备按下列顺 序执行处理 (1)再现脉冲切割区BCA中的信息 — (2)再现系统引入区域SYLDI中的控制数据区CDZ中的信息
— (3)再现数据引入区域DTLDI中的信息(在可记录或可重写信息存储介质的情 况下) — (4)重新调整(优化)参考代码记录区域RCZ中的再现电路常数
— (5)再现记录在数据区DTA中的信息或记录新信息 因此，如果从在脉冲切割区BCA中创建的数据再现的信号的振幅电平和从系统引 入区域SYLDI再现的信号的振幅电平之间的差巨大，则会产生一个问题信息再现的可靠 性降低。为解决此问题，本实施例的特征在于，当使用低到高(L —H)记录薄膜时(图125 中的点(B3))时，在脉冲切割区BCA中预先形成显微凹凸形状。预先形成显微凹凸形状可 以使光反射量由于有光干涉的效果而低于来自镜面210的光反射量，并在通过本地激光曝 光来记录数据(条形码数据)之前大大地降低从在脉冲切割区BCA中形成的数据再现的信 号的振幅电平(感应电平)和从系统引入区域SYLDI再现的信号的振幅电平(感应电平) 之间的差，这样会提高信息再现的可靠性。此外，从(1)移到(2)的过程变得更容易。
当使用低到高(L — H)记录薄膜时，可以使用压纹坑区域211作为预先在脉冲切 割区BCA中形成的显微凹凸形状，如在系统引入区域SYLDI中那样。另一个实施例是使用 槽纹区域214或槽脊区域和槽纹区域213的方法，如在数据引入区域DTLDI或数据区DTA 中那样。如在说明将系统引入区域SYLDI和脉冲切割区BCA分开提供的实施例(图125中 的点(B2))的实施例时所描述的，当脉冲切割区BCA与压纹坑区域211重叠时，由于不希望 有的干涉而对从在脉冲切割区BCA创建的数据再现的信号造成的噪声分量增大。当使用槽 纹区域214或槽脊区域和槽纹区域213代替压纹坑区域211作为脉冲切割区BCA中的显微 凹凸形状的实施例时，由于不希望有的干涉而对从在脉冲切割区BCA中创建的数据再现的 信号造成的噪声分量降低，这样会提高再现的信号的质量。 如果使在脉冲切割区BCA中形成的槽纹区域214或槽脊区域和槽纹区域213的光 道间距与系统引入区域SYLDI的光道间距一致，则信息存储介质的产出率会提高。具体来 说，当生产信息存储介质的模子时，使模子记录设备的曝光部分处的馈送电机速度保持恒 定，从而在系统引入区域中形成压纹坑。此时，使在脉冲切割区BCA中形成的槽纹区域214 或槽脊区域和槽纹区域213的光道间距与系统引入区域SYLDI中的压纹坑的光道间距一 致，这会使馈送电机速度在脉冲切割区BCA和系统引入区域SYLDI上方保持恒定。因此，不 必在中间改变馈送电机速度，这会使得间距不规则的情况难以发生，并可提高信息存储介 质的产出率。 在所有三种信息存储介质类型中，记录在信息存储介质中的信息的最小管理单元 为2048字节扇区单元。2048字节扇区单元的物理地址被定义为物理扇区号。图10显示了 在可记录信息存储介质中和在具有一层结构的只再现信息存储介质中设置物理扇区号的 方法。没有给脉冲切割区BCA和连接区域CNA提供物理扇区号。从内边缘按递增顺序将物 理扇区号设置到系统引入区域SYLDI、数据区DTA，以及数据引出区域DTLDO。进行设置，以 便系统引入区域SYLDI中的最后一个物理扇区号可以是"026AFFh"，数据区DTA中的开始位 置处的物理扇区号可以是"030000h"。 在具有双层结构的只再现信息存储介质中有两种设置物理扇区号的方法。 一种方 法是图11 (a)所示的平行配置，其中，将图10的物理编号设置方法应用于两层。另一种方法 是图ll(b)所示的相对配置(相对光道路径)OPT，其中，在正面层(第O层)按递增顺序从内边缘朝着外边缘的方向设置物理扇区号，在背面层(第l层)按递增顺序从外边缘朝着 内边缘的方向设置物理扇区号。在OPT配置中，提供了中间区域MDA、数据引出区域DTLDI， 以及系统引出区域SYLDO。 图12A和图12B显示了在可重写信息存储介质中设置物理扇区号的方法。在可重
写信息存储介质中，在槽脊区域和槽纹区域中的每一个区域中都设置了物理扇区号。数据 区DTA被分成19个区域。 图13显示了只再现信息存储介质的实施例中的各种参数的值。图14显示了可记 录信息存储介质的实施例中的各种参数的值。图15显示了只重写信息存储介质的实施例 中的各种参数的值。从图13或14和图15之间的比较(特别是图之间的项目(B)的比较) 可以看出，在只重写信息存储介质中光道间距和线密度(数据位长度)更加紧密，从而与只 再现或可记录信息存储介质相比增大了重新编码容量。如稍后所描述的，在只重写信息存 储介质中使用槽脊/槽纹记录，从而挤压光道间距，同时减少了相邻光道之间的串扰的影 响。本实施例的特征在于，在只再现信息存储介质、可记录信息存储介质，以及可重写信息 存储介质中的每一种介质中，使系统引入/引出区域SYLDI/SYLDO的数据位长度和光道间 距(对应于记录密度)比数据引入/引出区域DTLDI/DTLD0(图125中的点(Bl))的数据 位长度更大(或使记录密度更低)。 使系统引入/引出区域SYLDI/SYLDO的数据位长度和光道间距接近于现有的DVD 的引入区域的数据位长度和光道间距，从而保证了与现有的DVD的互换性。在本实施例中， 与现有的DVD-R相同，系统引入/引出区域SYLDI/SYLD0中的压纹的节距被设置得较浅。这 使得可记录信息存储介质中的前槽纹的深度更浅，会产生增大从在前槽纹上的附加记录中 形成的记录标记再现的信号的调制深度的影响。相反，也会产生相反的问题从系统引入/ 引出区域SYLDI/SYLDO再现的信号的调制深度变得更小。为克服此问题，使系统引入/引 出区域SYLDI/SYLD0的数据位长度(和光道间距)更粗，从而将最密集的位置中的坑和空 间的重复频率与再现物镜MTF(调制转移函数)的光学截止频率分开(使其低得多)，这使 得增大从系统引入/引出区域SYLDI/SYLDO再现的信号的振幅和使再现稳定化成为可能。
图16显示了各种信息存储介质之间的系统引入区域SYLDI和数据引入区域DTLDI 中的详细数据结构的比较。图16中的(a)显示了只再现信息存储介质的数据结构。图16 中的(b)显示了可重写信息存储介质的数据结构。图16中的(c)显示了可记录信息存储 介质的数据结构。虽然未显示，在系统引入区域SYLDI内部有脉冲切割区BCA。系统引入区 域SYLDI是以压纹形式记录的。连接区域是镜像部分。 如图16中的(a)所示，在只再现信息存储介质中，系统引入区域SYLDI、数据引入 区域DTLDI，以及数据区DTA都是其中形成了压纹坑的压纹坑区域211，只是只有连接区域 CNZ是镜面210。系统引入区域SYLDI是压纹坑区域211，连接区域CNZ是镜面210，这是对 各种信息存储介质通用的。如图16中的(b)所示，在可重写信息存储介质中，在数据引入 区域DTLDI和数据区DTA中形成了槽脊区域和槽纹区域213。如图16中的(c)所示，在可 记录信息存储介质中，在数据引入区域DTLDI和数据区DTA中形成了槽纹区域214。在槽脊 区域和槽纹区域213或槽纹区域214中形成了记录标记，从而记录信息。
初始区域INZ表示系统引入区域SYLDI的起始位置。作为初始区域INZ中记录的 有意义的信息，包括有关物理扇区号或逻辑扇区号的信息的数据ID(标识数据)信息是单独地提供的。如稍后所描述的，由数据ID、IED(ID错误检测代码)、其中记录用户信息的主数据，以及EDC(错误检测代码)构成的数据帧结构信息记录在物理扇区中。数据帧结构信息还记录在初始区域INZ中。然而，由于其中记录用户信息的所有主数据在初始区域INZ中都被设置为"00h"，只有如前所述的数据ID信息在初始区域INZ中才是有意义的。从记录在那里的物理扇区号或逻辑扇区号，可以知道当前位置。具体来说，在当图1的信息记录和再现部分141开始从信息存储介质再现信息时从初始区域INZ中的信息开始再现的情况下，将首先提取记录在数据ID信息中的有关物理扇区号或逻辑扇区号的信息。当检查信息存储介质上的当前位置时，信息记录和再现部分141移到控制数据区CDZ。
第一和第二缓冲区BFZ1、 BFZ2都由32个ECC块组成。如图13到15所示，由于ECC块由32个物理扇区构成，32个ECC块对应于1024个物理扇区。如在初始区域INZ中那样，在第一和第二缓冲区BFZ1、BFZ2中，主数据都被设置为"OOh"。 连接区域CAN中的连接区域CNZ是用于在物理上将系统引入区域SYLDI和数据引入区域DTLDI彼此分开的区域。此区域是既不存在任何压纹坑也不存在任何前槽纹的镜面。 在只再现信息存储介质和可记录信息存储介质中的每一种介质中的参考代码区域RCZ是用于调整再现设备的再现电路的区域(例如，用于自动调整图5的三通控制器332中受影响的自适应均衡中的每一个分叉系数。在此区域，记录如前所述的数据帧结构信息。参考代码的长度是一个ECC块(=32个扇区)。本实施例的特征在于，在只再现信息存储介质和可记录信息存储介质中的每一种介质中的参考代码区域RCZ位于数据区DTA的旁边(图125中的点(A2))。在现有的DVD-ROM和DVD-R光盘中的每一种光盘中的结构中，在参考代码区域和数据区之间提供了控制数据区，该区域将参考代码区域和数据区彼此分开。在代码区域和数据区彼此分离的情况下，信息存储介质的倾斜量和反射率或记录薄膜的记录灵敏度(在可记录信息存储介质的情况下)稍微改变，这会产生一个问题即使在参考代码区域中已经调整了再现设备的电路常数，数据区中的最佳电路常数偏离原始值。为解决此问题，当在参考代码区域RCZ中优化信息再现设备的电路常数时，在数据区DTA的附近提供了参考代码区域RCZ，这会甚至在相邻数据区DTA中能在具有相同电路常数的情况下保持优化状态。为在数据区DTA中的任何位置以高准确性再现信号，执行下列步骤
(1)优化参考代码区域RCZ中的信息再现设备的电路常数 — (2)再次优化信息再现设备的电路常数，同时再现数据区DTA中的与参考代码区域RCZ最近的部分 — (3)进一步再次优化电路常数，同时再现数据区DTA中的目标位置和在(2)中
优化的位置之间的中点中的信息 — (4)移到目标位置和再现信号 执行这些步骤可以以很高的精度再现目标位置处的信号。 可记录信息存储介质和可重写信息存储介质中的每一种介质中存在的第一和第二保护光道区域GTZ1、GTZ2是用于定义数据引入区域DTLDI的起始边界位置和光盘测试区域DKTZ和驱动器测试区域DRTZ之间的边界位置的区域。这些区域被设置为其中不能通过形成记录标记来进行记录的区域。由于第一和第二保护光道区域GTZ1、GTZ2存在于数据引入区域DTLDI中，在可记录信息存储介质中预先形成前槽纹区域，在可重写信息存储介质中预先形成槽纹区域和槽脊区域。由于如图13到15所示在前槽纹区域或槽纹区域和槽脊区域中已经记录摇摆地址，因此使用摇摆地址来判断信息存储介质上的当前位置。
光盘测试区域DKTZ是供信息存储介质制造商进行质量测试(评估)的区域。
驱动器测试区域DRTZ作为供信息记录和再现设备在将信息记录到信息存储介质上之前进行试写的区域。在信息记录和再现设备预先在此区域执行试写并计算最佳记录条件(写入策略)之后，它可以在最佳记录条件下在数据区DTA中记录信息。
如图16中的(b)所示，可重写信息存储介质中的光盘标识区DIZ(是可选信息记录区域)，是可以以组的方式另外记录在一组信息再现设备制造商名称信息、其补充信息，以及由制造商可记录的区域构成的驱动器描述上的区域。 如图16中的(b)所示，第一和第二缺陷管理区DMA1、DMA2是其中记录数据区DTA中的缺陷管理数据的区域。例如，在这些区域中记录防止有缺陷的部分的备用位置信息。
如图16中的(c)所示，在可记录信息存储介质中，分开提供了 RMD重复区域RDZ、记录管理区域RMZ、 R物理信息区域R-PFIZ。在记录管理区域RMZ中，记录记录管理数据RMD，这是有关通过数据附加记录过程更新的数据的记录位置的管理信息(稍后将详细说明)。如稍后的图85A和85B所描述，在本实施例中，在每一个边界区域BRDA中设置了记录管理区域RMZ，这使得记录管理区域RMZ的区域可以扩展。结果，即使附加记录的频率增大，因此所需要的记录管理数据RMD区域增大，这将通过扩展记录管理区域RMZ得到处理。结果，获得了显著地增大更多的记录的数量的效果。在此情况下，在本实施例中，在对应于每一个边界区域BRDA中的边界内BRDI中提供了记录管理区域RMZ (或只在每一个边界区域BRDA的前面提供)。在本实施例中，对应于第一边界区域BRDA#1的边界内BRDI和数据引入区域DTLDI共享一个区域，而不会在数据区DTA中形成第一边界内BRDI ，从而有效地使用数据区DTA(图126中的点(C2))。 SP，图16中的(c)所示的数据引入区域DTLDI中的记录管理区域RMD被用作对应于第一边界区域BRDA#1的记录管理数据RMD的记录位置(图126A禾口 126B中的点(C2))。 RMD重复区域RDZ是其中记录满足记录管理区域RMZ中的下列条件的记录管理数据RMD的位置。如在本实施例中那样，冗余地使用记录管理数据RMD可以提高记录管理数据RMD的可靠性(图126A和126B中的(点(C3))。具体来说，当由于可记录信息存储介质的表面上的污垢和瑕疵的影响而不能读取记录管理区域RMD中的记录管理数据RMD时，再现RMD重复区域RDZ中记录的记录管理数据RMD，并进一步通过跟踪获取其余的必需的信息，这样便可以恢复最新的记录管理数据RMD(图126A和126B中的点(C3 P ))。
在RMD重复区域RDZ中，在关闭一个边界(或多个边界)时记录记录管理数据RMD(图126A和126B中的点(C3a))。如稍后所描述的，由于一个边界被关闭，每次设置随后的新的边界区域时，都定义新的记录管理区域RMZ，因此，可以说，每次创建新的记录管理区域RMZ时，都会在RMD重复区域RDZ中记录涉及前一边界区域的最后的记录管理数据RMD。如果在每次另外将记录管理数据RMD记录在可记录信息存储介质上时在RMD重复区域RDZ中记录相同信息，则RMD重复区域RMD将被相对少量的额外的记录充满，结果，额外的记录的数量的上限就会较小。相反，如在本实施例中，如果当关闭边界时或当边界内BRDI中的记录管理区域RMZ已满并使用R区域创建新记录管理区域RMZ时创建新记录管理区域RMZ，则在RMD重复区域RDZ中只记录当前记录管理区域RMZ中的最后的记录管理数据RMD，这样便可以有效地使用RMD重复区域RDZ并提高额外的记录的数量(图126A和126B中的 点(C3)禾P (C3 P ))。 例如，当由于可记录信息存储介质的表面上的污垢和瑕疵的影响而不能再现在附 加记录当中(在执行边界关闭之前)的对应于边界区域BRDA的记录管理区域RMZ中的记 录管理数据RMD时，记录管理数据RMD记录在RMD重复区域RDZ的末尾，这样便可以知道已 经关闭的边界区域的位置。因此，跟踪信息存储介质的数据区DTA的其余部分使得获取在 附加记录当中(在执行边界关闭之前)的边界区域BRDA的位置和记录在那里的信息的内 容成为可能，这样便可以恢复最新的记录管理数据RMD。 存在于图16(a)到16(c)中的控制数据区CDZ中的类似于物理格式信息PFI的信 息(稍后将使用图22A和22B详细说明)会记录在R物理信息区域R-PFIZ中。
图17A和17B显示了可记录信息存储介质中的RMD重复区域RDZ和记录管理区域 RMZ中的数据结构(图16中的(c))。图17A，(a)显示的内容与图16 (c)相同。图17A(b) 是图16(c)中的RMD重复区域RDZ和记录管理区域RMZ的放大图。如上所述，有关对应于 第一边界区域BRDA的数据共同地记录在数据引入区域DTLDI中的记录管理区域RMZ中的 记录管理数据RMD的一个项目中。每次在可记录信息存储介质上执行附加记录时更新记录 管理数据RMD的内容时，都会作为新的记录管理数据RMD —个接一个地将数据添加到末尾。 具体来说，记录管理数据RMD记录在一个物理段块的大小单元中(稍后将说明物理段块)。 每次更新数据的内容时，都会将新记录管理数据RMD—个接一个地添加到末尾。图17A(b) 显示了这样的情况当已经记录记录管理数据RMD#1、RMD#2时，由于管理数据已经改变，则 改变的(或更新的)数据被作为记录管理数据RMD#3记录在记录管理数据RMD#2的紧后面。 因此，在记录管理区域RMZ中有预留区273，以便能进一步进行附加记录。
图17A(b)显示存在于数据引入区域DTLDI中的记录管理区域RMZ的结构。存在于 边界内BRDI或边界区域BRDA中的记录管理区域RMZ (或扩展的记录管理区域，简称为"扩 展的RMZ")的结构也与图17A(b)中的结构相同。 在本实施例中，当关闭第一边界区域BRDAftl时或当执行数据区DTA的结束过程 时，图17A(b)所示的所有预留区273都用最后的记录管理数据RMD来填充(图132A和132B 中的点(L2))。这会产生下列效果 (1)消除了"未记录"预留区273，从而确保了通过DPD(微分相位检测)方法进行 跟踪校正的稳定性。 (2)在前一预留区273上写入了最后的记录管理数据RMD，这在再现最后的记录管 理数据RMD时显著地提高了可靠性。 (3)可以防止不同的记录管理数据RMD被错误地写入到未记录的预留区273中。
处理方法不仅限于数据引入区域DTLDI中的记录管理区域RMZ。还是在边界内 BRDI或边界区域BRDA (稍后说明)中的记录管理区域RMZ (或扩展的记录管理区域，简称为 "扩展的RMZ")中，当关闭对应的边界区域BRDA或结束数据区DTA时，所有预留区273都用 最后的记录管理数据RMD来填充。 RMD重复区域RDZ被分成RDZ读入RDZLI和对应的RMZ最后的记录管理数据RMD 的记录区域271。如图17A(b)所示，RDZ引入RDZLI由其数据大小为48KB的系统预留字段 SRSF和其数据大小为16KB的唯一 ID字段UIDF构成。所有系统预留字段SRSF都被设置为"00h"。 本实施例的特征在于，RDZ引入RDZLI记录在可记录的数据引入区域DTLDI中(图 126A和126B中的点(C4))。本实施例的可记录信息存储介质在制造之后立即装运，以便RDZ 引入RDZLI未被记录。当在用户端的信息记录和再现设备中使用可记录信息存储介质时， 在RDZ引入RDZLI中首次记录信息。因此，紧随在可记录信息存储介质安装在信息记录和再 现设备中之后，判断在RDZ引入RDZLI中是否记录信息，这样便可以轻松地知道可记录信息 存储介质是在制造和装运之后不久还是已经至少使用了一次。此外，如图17A(b)所示，本 实施例的特征在于，在内边缘的附近比对应于第一边界区域BRDA的记录管理区域RMZ更靠 近的位置提供了 RMD重复区域RDZ，在RMD重复区域RDZ中提供了 RDZ引入RDZLI (图126A 和126B中的点(C4))。 关于可记录信息存储介质是在制造和装运之后不久还是已经至少使用了一次的 信息(RDZ引入RDZLI)放置在RMD重复区域RDZ中，以便共用(记录管理数据RMD的可靠 性的提高)，这会提高信息获取的可用性。将RDZ引入RDZLI放在比记录管理区域RMZ更 靠近内边缘的位置可以縮短获取必需的信息所需的时间。当将信息存储介质安装在信息记 录和再现设备中时，信息记录和再现设备开始在如图9所示的最里边的边缘中提供的脉冲 切割区BCA中进行再现，将再现位置逐渐地朝着外部的方向移动，并将再现位置从系统引 内区域SYLDI改变为数据引入区域DTLDI。信息记录和再现设备判断信息是否已经记录在 RMD重复区域RDZ中的RDZ引入RDZLI中。在装运后不久并且没有记录过的可记录信息存 储介质中，由于没有记录管理数据RMD被记录在记录管理区域RMD中，如果没有信息记录在 RDZ读入RDZLI中，则信息记录和再现设备判断"它处于装运后不久并且未使用过"，这使得 记录管理区域RMZ的再现被省略，因此，收集信息所需的时间縮短。 如图17B(c)所示，有关首次使用装运后不久的可记录信息存储介质(或开始向其 中记录数据)的信息记录和再现设备的信息被记录在唯一ID字段UIDF中。S卩，记录信息记 录和再现设备的驱动器制造商ID 281、信息记录和再现设备的序列号283，以及型号284。 在唯一 ID字段UIDF中，将图17B(c)所示的2KB(确切地说，2048字节)相同信息反复地记 录8次。如图17B(d)所示，将有关首次使用信息存储介质(或向其中记录)的时间的年份 数据293、月份数据294、日数据295、小时数据296、分钟数据297，以及秒数据298记录到唯 一光盘ID 287中。以十六进制、二进制和ASCII写入单个信息片段的数据类型。所使用的 字节数量为2字节或4字节。 本实施例的特征在于，RDZ引入RDZLI的区域的大小和记录管理数据RMD的项目的 大小都是64KB，即，单个ECC块中的用户数据大小的整数倍(图126A禾口 126B中的点(C5))。 在可记录信息存储介质的情况下，在一个ECC块中的数据的一部分改变之后，ECC块中的改 变的数据不能被重写到信息存储介质上。因此，特别是在可记录信息存储介质的情况下，数 据记录在如图79所示的包括一个ECC块的由整数倍的数据段组成的记录簇(b)的单元中。 如此，如果RDZ引入RDZLI的区域的大小和记录管理数据RMD的一个项目的大小不同于ECC 块中的用户数据大小，则需要一个填充区域以与记录簇单元匹配，这实际上会降低记录效 率。在本实施例中，RDZ引入RDZLi的区域的大小和记录管理数据RMD的一个项目的大小 被设置为64KB的整数倍，从而防止记录密度縮小。 下面将说明图17A(b)中的对应的RMZ最后的记录管理数据RMD记录区域271。如上所述，如现有技术中的注册号2621459中所描述，有在引入区域中进行记录的过程中发 生中断期间记录中间数据的方法。在此情况下，每次记录被中断或者每次进行附加记录时， 都必须一个接一个地另外记录中间数据(在本实施例中，记录管理数据RMD)。因此，如果 记录频繁地中断或者如果频繁地进行附加记录，则会产生一个问题该区域很快就会变满， 因此，不能进行附加记录。为解决此问题，本发明的特征在于，只有在满足特殊条件并记录 在特殊条件下变少的记录管理数据RMD的情况下，RMD重复区域RDZ被设置为其中可以记 录更新的记录管理数据RMD的区域。如此，将记录管理数据RMD另外记录到RMD重复区域 RDZ的频率会降低，这会防止RMD重复区域RDZ变满，并显著地提高额外记录到可记录信息 存储介质中的记录的数量。与此相平行的是，将记录管理数据RMD更新的每个附加记录另 外记录到图86A和86B的边界内BRDI中的记录管理区域RMZ (或记录到如图17A(a)所示 的第一边界区域BRDAftl中的数据引入区域DTLI)或使用图99所示的R区域记录到记录管 理区域RMZ。然后，当创建新记录管理区域RMZ时，诸如当创建下一边界区域BRDA时(或设 置新的边界内BRDI)或当在R区域中创建新记录管理区域RMZ时，在RMD重复区域RDZ (中 的对应的RMZ最后的记录管理数据RMD记录区域271)中记录最后的记录管理数据RMD (或 在形成新记录管理区域RMZ紧前面的最近那一个)。结果，额外记录到可记录信息存储介质 中的记录的数量显著地提高。使用此区域使得检索最新的RMD的位置变得更容易。稍后将 使用图108说明使用该区域检索最新的RMD的位置的方法。 图85A和85B显示了图17A、图17B所示的记录管理数据RMD的数据结构。图 85A(a)和(b)的内容与图17A(a)和(b)的内容相同。如上所述，在本实施例中，由于第一 边界区域BRDAftl的边界内BRDI部分地与数据引入DTLDI共享，在数据引入区域DTLDI中 的记录管理区域RMZ中记录对应于第一边界区域的记录管理数据RMD#1到RMD#3。当在数 据区DTA中没有记录数据时，记录管理区域RMZ是预留区273，这是未记录状态。每次将数 据另外记录到数据区DTA时，在预留区273的开始位置中记录更新的记录管理数据RMD。按 顺序另外记录对应于记录管理区域RMZ中的第一边界区域的记录管理数据RMD。每次另外 记录在记录管理区域RMZ中的记录管理数据RMD的大小被设置为64个千字节(图126A和 126B中的点(C5))。如图36或图84所示，在本实施例中，为使用64KB的数据创建一个ECC 块，使记录管理数据RMD的数据大小等于一个ECC块大小，从而简化附加记录过程。
如图63、69和80所示，在本实施例中，在一个ECC数据块412的前面和后面添加 保护区442、443的一部分，从而构建数据段490。扩展的保卫字段258、259被添加到一个或 多个(n个)数据段，从而构建记录簇540、542，这是附加记录单元或重写单元。当记录记 录管理数据RMD时，作为记录簇540、542 (在记录管理区域RMZ中只包括一个数据段( 一个 ECC块))按顺序另外记录"记录管理数据RMD"。如图69所示，其中记录一个数据段531的 某一个位置的长度与由七个物理段550到556组成的一个物理段块的长度一致。
图85B中的(c)显示了记录管理数据RMD#1的数据结构。在图85B中的(c)中， 显示了数据引入区域DTLDI中的记录管理数据RMDftl的数据结构。此外，RMD重复区域RDZ 中记录的记录管理数据RMDftA、RMDftB(图17A(b)、稍后说明的边界内BRDI中记录的(扩展 的)记录管理数据RMD (图86B (d)) 、R区域中记录的(扩展的)记录管理数据RMD (图103)， 以及边界外BRDO中记录的RMD副本CRMD(图86B(d))也具有同一个结构。如图85B(c)所 示，记录管理数据RMD的项目由预留区和RMD字段0到RMD字段21构成。如稍后使用图31
23所说明的，由64KB的用户数据组成的一个ECC块包含32个物理扇区。在一个物理扇区中， 记录2KB (确切地说，2048字节)的用户数据。根据在一个物理扇区中记录的用户数据大 小，单个RMD字段被分成2048字节的单元，并被分配了相对物理扇区号。按照相对物理扇 区号的顺序将RMD字段记录在可记录信息存储介质上。
记录在每一个RMD字段中的数据内容的概述如下 *RMD字段0-有关光盘状态和数据区分配的信息(有关数据区中的各种数据的位 置的信息) *RMD字段1-有关所使用的测试区域的信息和有关推荐的记录的记录波形的信息
RMD字段2-对用户可用的区域 RMD字段3-有关边界区域的起始位置和扩展的RMZ的位置的信息
RMD字段4到21_有关R区域的位置的信息 稍后将使用图25到30说明记录管理数据RMD的具体内容。稍后将使用图22A到 24详细说明图16(c)所示的R物理信息区域RIA中的信息的内容。 如图16(a)到(c)所示，本实施例的特征在于，在只再现、可记录和可重写信息存 储介质中的每一种介质中的数据区的对面提供了系统引入区域SYLDI，在它们之间有数据 引入区域(图125中的点(B4))，进一步的特征，在数据引入区域DTLDI的对面，提供了脉冲 切割区BCA，在它们之间有系统引入区域SYLDI，如图9所示。当将信息存储介质插入到信 息再现设备或信息记录和再现设备时，信息再现设备或信息记录和再现设备按下列顺序执 行过程 (1)再现脉冲切割区BCA中的信息 (2)再现系统引入区域SYLDI的控制数据区CDZ中的信息 (3)再现数据引入区域DTLDI中的信息(在可记录或可重写信息存储介质的情况 下) (4)重新调整(优化)参考代码记录区域RCZ中的再现电路常数
(5)再现记录在数据区DTA中的信息或记录新信息 如图16所示，由于按照上述过程的顺序从内边缘中提供信息片段，不需要对内部 部分进行不需要的访问，可以用较少的访问次数到达数据区DTA，这产生了使记录在数据区 DTA中的信息的再现或新信息的记录的起始时间更早的效果。由于使用限制电平检测方法 来再现系统引入区域SYLDI中的信号(图125中的点[B])，使用PRML方法来再现数据引 入区域DTLDI和数据区DTA中的信号(图125中的点[A])，如果数据引入区域DTLDI位于 数据区DTA的旁边，当从内边缘按顺序再现数据时，在系统引入区域SYLDI和数据引入区域 DTLDI之间限制电平检测电路切换到PRML检测电路只进行一次，这使得信号被连续而稳定 地再现。因此，根据再现过程切换再现电路的次数，这简化了处理控制，因此使数据区中的 再现起始时间更早。 图18A和图18B显示了各种信息存储介质之间的数据区DTA和数据引出区域 DTLDO的数据结构的比较。图18A中的(a)显示了只再现信息存储介质的数据结构。图18A 中的(b)和(c)显示了可重写信息存储介质的数据结构。图18(d)到18(f)显示了可记录 信息存储介质的数据结构。图18(b)和18(d)显示了初始状态(记录之前)下的数据结构。 图18(c) 、 18(e)和18(f)显示了记录(附加记录或重写)进行到某种程度的状态下的数据结构。 如图18A(a)所示，在只再现信息存储介质中，记录在数据引出区域DTLD0和系统 引出区域SYLD0中的数据具有如图16的第一和第二缓冲区BFZ1 、BFZ2中的数据帧结构(稍 后将描述)。那里的所有主数据都被设置为"00h"。在只再现信息存储介质中，可以使用所 有数据区DTA作为用户数据预记录区域201 。如稍后所描述的，在可记录和可重写信息存储 介质的每一个实施例中，使用户数据可重写/另外可记录范围202到205比数据区DTA更 窄。 在可记录信息存储介质或可重写信息存储介质中，在数据区DTA的最里边的部分 中提供了备用区SPA。如果在数据区DTA中出现了有缺陷的部分，使用备用区SPA执行替换 过程。在可重写信息存储介质的情况下，将替换历史信息(缺陷管理数据)记录到图16(b) 的第一和第二缺陷管理区DMA1、 DMA2，并记录到图18(b)和18(c)的第三和第四缺陷管理 区DMA3、DMA4。记录在图18(b)和18(c)的第三和第四缺陷管理区DMA3、DMA4中的缺陷管 理数据与记录在图16(b)的第一和第二缺陷管理区DMA1、DMA2中的缺陷管理数据相同。在 可记录信息存储介质的情况下，当执行替换过程时替换历史信息(缺陷管理数据)记录在 图16(c)的数据引入区域DTLDI中和有关存在于稍后说明的边界区中的记录管理区域中的 内容的副本信息C_RMZ中。尽管没有在现有的DVD-R光盘上执行缺陷管理，但是一直有很 强的提高记录在可记录信息存储介质上的信息的可靠性的需求，因为制造的DVD-R光盘的 数量的增大已经使得部分地有缺陷的DVD-R光盘出现在市面上。在本实施例中，如图18(d) 到18(f)所示，在可记录信息存储介质中还提供了备用区SPA，能通过替换过程进行缺陷管 理。因此，即使可记录信息存储介质部分地有缺陷，也可以对介质进行缺陷管理，从而使得 记录的信息的可靠性提高。 在可重写信息存储介质或可记录信息存储介质中，如果产生了许多缺陷，则位于 用户端的信息记录和再现设备作出判断，并自动立即在用户购买介质之后的状态下设置扩 充备用区ESPA、ESPA1、ESPA2，如图18(b)和18(d)所示，以扩展备用位置。如此，使扩充备 用区ESPA、ESPA1、ESPA2可设置，这由于制造条件使得销售具有许多缺陷的介质成为可能。 结果，介质的制造产量提高，使得介质的成本降低。 如图18(c)、18(e)和18(f)所示，当在数据区DTA中进一步提供了扩充备用区 ESPA、 ESPA1、 ESPA2时，用户数据重写或另外可记录范围203、205縮小。因此，必须管理位 置信息。在可重写信息存储介质中，信息记录在第一到第四缺陷管理区DMA1到DMA4以及 稍后描述的控制数据区CDZ中。在可记录信息存储介质的情况下，如稍后所描述的，信息记 录在存在于数据引入区域DTLDI和边界外BRD0两者中的记录管理区域RMZ。如稍后所描述 的，信息记录在记录管理区域RMZ中的记录管理数据RMD中。由于每次更新管理数据的内 容时记录管理数据RMD都以更新的方式另外记录在记录管理区域RMZ中，信息可以在良好 的时间内得到更新和管理，即使再次多次设置扩充备用区(图18B(e)中的实施例显示了这 样的状态设置了扩充备用区1EAPA1以及甚至在扩充备用区1EAPA1都用完之后，缺陷也非 常多，以至于必须设置另一个备用区，因此，稍后进一步设置扩充备用区2)。
提供了图18(b)和18(c)所示的第三保护光道区域GTZ3，以将第四缺陷管理区 DMA4和驱动器测试区域DRTZ彼此分开。提供保护光道区域GTZ4，以将光盘测试区域DKTZ 和伺服校正区域SCZ彼此分开。类似于第一和第二保护光道区域GTZ1、 GTZ2，判断第三和第四保护光道区域GTZ3、GTZ4是其中必须通过形成记录标记来进行记录的区域。由于第三 和第四保护光道区域GTZ3、 GTZ4存在于数据引出区域DTLD0中，在可记录信息存储介质中 的这些区域中预先形成了前槽纹区域，在可重写信息存储介质中的这些区域中预先形成了 槽纹区域和槽脊区域。由于如图13到15所示在前槽纹区域或槽纹区域和槽脊区域中已经 记录摇摆地址，因此使用摇摆地址来判断信息存储介质上的当前位置。
如在图16中，驱动器测试区域DRTZ作为供信息记录和再现设备在将信息记录到 信息存储介质上之前进行试写的区域。在信息记录和再现设备预先在此区域执行试写并计 算最佳记录条件(写入策略)之后，它可以在最佳记录条件下在数据区DTA中记录信息。
如在图16中，光盘文本区域DKTZ是供信息存储介质制造商进行质量测试(评估) 的区域。 在可记录信息存储介质中，在伺服校正区域SCZ之外的所有数据引出区域DTLDO 中已经形成了前槽纹区域。在可重写信息存储介质中，在相同区域已经形成了槽纹区域和 槽脊区域。这就可以记录(或另外记录或重写)记录标记。如图18A(c)和18B(e)所示， 如在系统引入区域SYLDI中那样，伺服校正区域SCZ由压纹坑区域211代替前槽纹214或 槽脊区域和槽纹区域213构成。此区域形成了数据引出区域DTLDO的其他区域之后的压纹 坑的连续的光道。以螺旋方式连续的光道沿着信息存储介质的周边形成了压纹坑，并形成 360度。提供了该区域，以使用DPD(微分相位检测)方法来检测信息存储介质的倾斜量。 如果信息存储介质倾斜，则使用DPD方法的光道移位读出信号振幅中会出现偏移。可以以 较高的准确性从偏移的幅度检测倾斜量，从偏移方向检测倾斜方向。根据该原理，预先在信 息存储介质的最外面的边缘(或数据引出区域DTLDO的外边缘)中形成了能够进行DPD检 测的压纹坑，这样便可以以较高的准确性经济地检测倾斜，而不会给图1的信息记录和再 现部分141中存在的光学头上添加(倾斜检测)特殊部件。此外，通过检测位于外边缘的 倾斜量，甚至在数据区DTA中(通过倾斜量校正)也可以实现伺服的稳定性。
在本实施例中，使伺服校正区域SCZ中的光道间距与数据引出区域DTLDO的其他 区域匹配，从而提高信息存储介质的产出率，这样会由于产量的提高而可以以较低的成本 生产介质。具体来说，在可记录信息存储介质中，在数据引出区域DTLDO的其他区域中形成 前槽纹。当制造可记录信息存储介质的模子时，通过使模子记录设备的曝光部分的馈送电 机速度保持恒定来制作压纹坑。此时，使伺服校正区域SCZ中的光道间距与数据引出区域 DTLD0的其他区域匹配，从而也使伺服校正区域SCZ中的馈送电机速度保持恒定，这样会使 间距不规则的情况不容易发生，因此可提高信息存储介质的产出率。 另一个实施例是使伺服校正区域SCZ中的光道间距和数据位长度中的至少一个 与系统引入区域SYLDI中的光道间距或数据位长度匹配的方法。如上所述，已经使用DPD 方法测量了伺服校正区域SCZ中的倾斜量和倾斜方向。也使用数据区DTA中的结果，伺服 在数据区DTZ中也保持稳定。估计数据区DTA中的倾斜量的方法是通过DPD方法预先测量 系统引入区域SYLDI中的倾斜量和倾斜方向，并使用与伺服校正区域SCZ中的测量的结果 的关系估计倾斜量。当使用DPD方法时，读出信号振幅的偏移量到信息存储介质的倾斜和 出现偏移的方向改变，具体取决于压纹坑的光道间距和数据位长度。因此，使伺服校正区域 SCZ中的光道间距和数据位长度中的至少一个与系统引入区域SYLDI中的光道间距或数据 位长度匹配，从而使读出信号振幅的偏移量和伺服校正区域SCZ中的其中出现偏移的方向
26中的检测特征与系统引入区域SYLDI中的对应物一致，这会产生使得将它们关联和估计数 据区DTA中的倾斜量和倾斜方向更容易的效果。 如图16(c)和图18A(c)所示，在可记录信息存储介质中，在内边缘端和外边缘端 分别提供了驱动器测试区域DRTZ。试写到驱动器测试区域DRTZ的次数越大，通过分配详 细参数来搜索最佳记录条件就越细微。这样可提高数据区DTA中的记录精度。在可重写信 息存储介质中，可以通过覆盖来重复使用驱动器测试区域DRTZ。然而，在可记录信息存储 介质中，当通过提高试写的次数来尝试提高记录精度时，会产生一个问题驱动器测试区域 DRTZ不久就会用完。为解决此问题，本实施例的特征在于，可以根据需要在从外边缘端朝着 内边缘的方向设置扩展的驱动器测试区域EDRT2，从而使得驱动器测试区域得以扩展(图 127中的点(E2))。在本实施例中，设置扩展的驱动器测试区域的方法和在设置的扩展驱动 器测试区域中执行试写的方法的特征在于 (1)从外边缘端(靠近数据引出区域DTLDO)朝着内边缘的方向一个接一个地共同 地设置(或成帧)扩展的驱动器测试区域EDRTZ。 如图18B(e)所示，将扩展的驱动器测试区域1EDRTZ1设置为与数据区中的外边缘 最近的位置(或与数据引出区域DTLDO最近的位置)中的共同区域。在扩展的驱动器测试 区域1EDRTZ1用完之后，可以将扩展的驱动器测试区域2EDRTZ2设置为比扩展的驱动器测 试区域1EDRTZ1更靠近的内边缘的共同区域。 (2)在扩展的驱动器测试区域EDRTZ中的内边缘端执行试写(图127中的点 (E3))。 当在扩展的驱动器测试区域EDRTZ中进行试写时，是沿着从内边缘端朝着外边缘 的方向以螺旋方式提供的槽纹区域214执行的。在进行了前面的试写的(记录的)位置的 紧后面的未记录位置执行当前试写。 数据区如此配置，以便沿着从内边缘端朝着外边缘的方向以螺旋方式提供的槽纹 区域214进行附加记录。在进行了前面的试写的位置的后面的进行试写，这样便可以按顺 序连续地执行"检查进行了前面的试写的位置"的过程一"执行当前试写"的过程，这不仅 促进了试写过程，而且还使得管理在扩展的驱动器测试区域EDRTZ中进行了试写的位置变 得更容易。 (3)可以再次设置包括扩展的驱动器测试区域EDRTZ的数据引出区域DTLD0(图 127中的点(E4)) 图18B(e)显示了在数据区DTA中设置两个扩充备用区ESPA1、 ESPA2和两个扩展 驱动器测试区域EDRTZ1、EDRTZ2的示例。在此情况下，本实施例的特征在于，可以再次将包 括扩展的驱动器测试区域EDRTZ2的区域设置为数据引出区域DTLDO，如图18B(f)所示(图 127中的点(E4))。与此相平行的是，再次以这样的方式设置数据区DTA的范围，以便使该 范围更窄，这使得管理数据区DTA中的用户数据另外可记录的范围205变得更容易。如果 如图18B(f)所示的那样执行复位，图18B(e)所示的扩充备用区ESPA1的设置位置被视为 "已经用完的扩充备用区"，并判断未记录区域(允许额外进行试写的区域)只在扩展驱动 器测试区域EDRTZ中的扩充备用区ESPA2中存在。在此情况下，记录在扩充备用区ESPA1 中的并用于替换的无缺陷信息被完全移到扩充备用区ESPA2中的未替换区域，并重写缺陷 管理信息。此时，复位数据引出区域DTLD0上的起始位置信息记录在记录管理数据RMD的RMD字段0中的最新的(更新的)数据区DTA的位置信息中，如图25到30所示。
下面将参考图106和107，说明测试区域的扩展。 测试区域是用于优化记录波形的区域。有内边缘测试区域和外边缘测试区域。如 图106(a)所示，在初始状态下，在数据区外，有保护光道区域、外边缘测试区域和保护光道 区域。数据区和保护光道区域之间的边界是数据记录区域的外边缘端极限。从内边缘端 朝着外边缘的方向进行空白搜索，并从外边缘端朝着内边缘的方向进行测试。从测试区域 的最外面的部分开始，进行用于优化的记录。所使用的最后一个地址存储在RMD中。如图 106(b)所示，外边缘测试区域只可以扩展一次。扩展的测试区域被设置为前一保护光道区 域。保护光道区域朝着内边缘的方向移动，使数据区更窄。 如图107(a)所示，如果测试区域在数据区被填满之前被填满，如图107(b)所示， 在数据区的边缘部分中重新设置保护光道，并将前一保护光道设置为扩展的测试区域。同 时，将更新的记录管理数据RMD另外记录在数据引入区域DTLDI中的记录管理区域RMZ中。
图19显示了用于试写到驱动器测试区域的记录脉冲的波形(写入策略)。图20 显示了记录脉冲波形的定义。 通过照射峰值功率、第一偏压功率、第二偏压功率，以及第三偏压功率的脉冲，在
光盘上写入标记和间隔。通过照射在峰值功率和第三偏压功率之间调制的脉冲，在光盘上
写入标记。通过照射第一偏压功率的脉冲，在光盘上写入间隔。 用于评估随机错误的装置SbER对应于由随机错误所引起的位错误率。 在测量PRSNR和SbER之前，使用最小均方误差(MSE)算法来计算均衡器的系数。 记录脉冲由如图19所示的光学脉冲构成。 2T标记的记录脉冲由单脉冲和单脉冲之后的第二偏压功率的脉冲构成。3T标记 的记录脉冲由第一脉冲、最后一个脉冲，以及最后一个脉冲之后的第二偏压功率的脉冲构 成。大于3T标记的标记的重新编码脉冲由第一脉冲、多脉冲串、最后一个脉冲，以及最后一 个脉冲之后的第二偏压功率的脉冲构成。T是信道时钟周期。
2T标记的记录脉冲结构 NRZI信号的上升沿之后的TSFP，开始单脉冲的生成。生成是完整的1T-NRZI信号 的下降沿之前的T，。单脉冲的周期是1T-T，+T^。 T，和T^记录在控制数据区中。单脉 冲之后的第二偏压功率的周期为！Ye。 U己录在控制数据区中。
大于2T标记的标记的记录脉冲结构 NRZI信号的上升沿之后的TSEP，开始第一脉冲的生成。NRZI信号的下降沿之后 TEFP，生成完成。TEFP和TSEP记录在控制数据区中。对应于4T到13T的记录脉冲是多脉冲 串。多脉冲串是其脉冲宽度TMP具有周期T的脉冲的重复。NRZI信号的上升沿之后的2T， 开始多脉冲的生成。NRZI信号的下降沿之前2T，完成多脉冲串中的最后一个脉冲的生成。
lMp记录在控制数据区中。 NRZI信号的上升沿之前的1T-T,，开始最后一个脉冲的生成。NRZI信号的下降沿 之前的1T-T，，完成最后一个脉冲的生成。
TEU>和TaP记录在控制数据区中。 最后一个脉冲之后的第二偏压功率的脉冲的脉冲宽度为！Ye。 ！Ye记录在控制数据 区中。
TEFP-TSFP、TMP、T，-TSU)以及1YC是全宽和半宽的最大周期。在图20中定义每一个光 脉冲的全宽和半宽的最大周期。上升周期Tr和下降周期Tf是1.5ns或较小。上升周期Tr 和下降周期Tf之间的差为0. 5ns或较小。 Tsep、Tefp、T,、Tew、T,，以及TLC以(1/32)T为单位记录在控制数据区中。它们采取 下列值 TSEP为0. 25T或更高和1. 50T或稍小。 TELP为0. 00T或更高和1. OOT或稍小。 TEFP为1. OOT或更高和1. 75T或稍小。 TSLP为0. 10或更高和1. OOT或稍小。 TLC为0. OOT或更高禾口 1. OOT或稍小。 lMp为O. 15T或更高和0. 75T或稍小。 将下列限制施加于自适应控制参数TSFP、 TEU>和1YC : 在TSFP的最大值和最小值之间的差为0. 50T或稍小。 在T，的最大值和最小值之间的差为0. 50T或稍小。 在！Ye的最大值和最小值之间的差为1. OOT或稍小。 单脉冲1T-TSFP+TEU>的宽度为0. 25T或更高和1. 50T或稍小。 这些参数被控制在±0. 2ns的精度范围内。 如果第一脉冲的峰值功率周期和多脉冲串的峰值功率周期彼此重叠，则复合的峰 值功率周期为这些连续峰值功率周期的总和。如果第一脉冲的峰值功率周期和最后一个脉 冲的峰值功率周期彼此重叠，则复合的峰值功率周期为这些连续峰值功率周期的总和。如 果多脉冲串中的结束脉冲的峰值功率周期和最后一个脉冲的峰值功率周期彼此重叠，则复 合的峰值功率周期为这些连续峰值功率周期的总和。 记录功率具有下列四个级别峰值功率、第一偏压功率、第二偏压功率，以及第三 偏压功率。这些是投射到光盘的读取表面上的光功率并用于记录标记和间隔。
峰值功率、第一偏压功率、第二偏压功率，以及第三偏压功率记录在控制数据区 中。峰值功率的最大值不超过10. OmW。第一偏压功率、第二偏压功率，以及第三偏压功率中 各自的最大值不超过4. 0mW。 单脉冲、第一脉冲，以及最后一个脉冲中各自的平均峰值功率满足下列要求 (平均峰值功率)-(峰值功率)？《5%的峰值功率 平均第一偏压功率和平均第二偏压功率满足下列要求 (平均第一峰值功率)-(第一偏压功率)？《5%的第一偏压功率 (平均第二峰值功率)-(第二偏压功率)？《5%的第二偏压功率 多脉冲串的平均功率是测量周期中的功率的瞬时值。 测量周期包括所有的多脉冲串，是T的倍数。多脉冲串的平均功率满足下列要求
(多脉冲串的平均功率)-(峰值功率+第三偏压功率)/2 《5%的(峰值功 率+第二偏压功率)/2 功率的瞬时值是实际功率的瞬时值。 平均功率是特定功率范围内的功率的瞬时值的平均值。 功率的平均值的功率范围满足下列要求
峰值功率的平均值？(实际功率)-(峰值功率)？《10%的峰值功率 第一偏压功率的平均值？(实际功率)-(第一偏压功率)？《10%的第一偏压
功率 第二偏压功率的平均值？(实际功率)-(第二偏压功率)？《10%的第二偏压 功率 第三偏压功率的平均值？(实际功率)-(第三偏压功率)？《10%的第三偏压 功率 测量平均功率所需的周期不超过每一个脉冲的脉冲宽度周期。 功率的瞬时值满足下列要求(峰值功率的瞬时值)_(峰值功率)？《10%的峰值功率(第一偏压功率的瞬时值)-(第一偏压功率)？《10%的第一偏压功率(第二偏压功率的瞬时值)-(第二偏压功率)？《10%的第二偏压功率(第三偏压功率的瞬时值)-(第三偏压功率)？《10%的第三偏压功率 为准确地控制标记边缘位置，必须调制第一脉冲、最后一个脉冲，以及单脉冲的时间。 NRZI的标记长度分为M2、 M3，以及M4。标记长度M2、 M3和M4分别表示2T、3T和 3T ，， 标记紧前面的间距分为LS2、LS3和LS4。间距LS2、LS3和LS4分别表示2T、3T和 3T ，， 标记紧后面的间距分为TS2、TS3和TS4。间距TS2、TS3和TS4分别表示2T、3T和 3T ，， 作为NRZI的标记长度的类别的函数来进行调制。因此，L具有下列三个值 TLC (M2) ， TLC (M3) ， TLC (M4) T^(M)表示当NRZI信号的标记长度的类别为M时的L的值。 这三个I的值记录在控制数据区中。 TSEP作为NRZI的标记长度的类别和标记紧前面的NRZI的间距的类别的函数来调
制。因此，TSFP具有下列九个值 TSFP (M2 ， LS2) ， TSFP (M3 ， LS2) ， TSFP (M4 ， LS2) TSFP(M2， LS3) ， TSFP(M3， LS3) ， TSFP(M4， LS3) TSFP (M2 ， LS4) ， TSFP (M3 ， LS4) ， TSFP (M4 ， LS4) TSFP (M， LS)表示当NRZI信号的标记长度的类别为M时而标记的紧前面NRZI的间 距的类别为LS时的值。TSFP的这九个值记录在控制数据区中。 TEU>作为NRZI的标记长度的类别和标记紧后面的NRZI的间距的类别的函数来调
制。因此，T，具有下列九个值 TELP (M2 ， TS2) ， TELP (M3 ， TS2) ， TELP (M4 ， TS2) TELP (M2 ， TS3) ， TELP (M3 ， TS3) ， TELP (M4 ， TS3) TELP(M2， TS4) ， TELP(M3， TS4) ， TELP(M4， TS4) TEU> (M， TS)表示当NRZI信号的标记长度的类别为M时而标记紧前面的NRZI的间 距的类别为TS时的值。TEU>的这九个值记录在控制数据区中。
TSFP的值被表达为使用a到i的标记长度和前面的间距的函数(图113中的(a))。 TEU>的值被表达为使用j到r的标记长度和后一间距的函数(图113中的(b)) 。 I的值被 表达为使用s到u的标记长度的函数(图113中的(c))。 现在将参考图21A和21B说明可记录信息存储介质中的边界区域的结构。当首次 在可记录信息存储介质中设置边界区域时，在内边缘端(与数据引入区域DTLDI最近的一 端)设置边界区域BRDAftl，然后在边界区域BRDAftl后面形成边界外BRD0。
当需要另一个边界区域BRDAft2的设置时，如图21A(b)所示，在前面的边界外 BRD0(#1)后面形成随后的边界内BRDI(ftl)，然后设置随后的边界区域BRDAft2。当需要关闭 下一边界区域BRDAft2时，在边界区域BRDAft2的紧后面形成边界外BRD0。在本实施例中， 在前面的边界外BRDO(ftl)后面形成随后的边界内BRDI(ftl)以构成集的状态被称为边界区 BRD2。设置边界区BRDZ以防止光学头在信息再现设备上(基于DPD检测方法)执行再现 时在边界区域BRDA之间超速运行。因此，当在只再现设备上再现其中已经记录信息的可记
录信息存储介质，再现是基于执行边界关闭过程的假设进行的。在边界关闭过程中，记录边 界外BRDO和边界内BRDI，在最后一个边界区域BRDA后面记录边界外BRDO。第一边界区域 BRDA#1由4080个以上的物理段块构成。第一边界区域BRDAftl沿着可记录信息存储介质的 半径必须具有l.Omm或更高的宽度。图21A(b)显示了在数据区DTA中设置扩展的驱动器 测试区域EDRTZ的示例。 图21A(c)显示了可记录信息存储介质结束之后的状态。图21A(c)显示了将扩展 的驱动器测试区域EDRTZ包括到数据引出区域DTLDO以及设置扩充备用区ESPA的示例。在 此情况下，用户数据的另外可记录的范围205用最后一个边界外BRDO填充，以便在该范围 内没有空间。 图21B(d)显示了边界区BRDZ的详细数据结构。每一个信息片段都记录在一个物 理段块的单元中。在边界外BRDO的开始处，记录有关记录在记录管理区域中的内容的副本 信息C—RMZ，并记录表示边界外BRDO的边界停止块STB。如果有另一个边界内BRDI，表示从 在其中已经记录边界停止块STB的物理段块的第Nl个物理段块之后有边界区域的第一下 一边界标记NBM，表示在第N2个物理段块之后有边界区域的第二下一边界标记NBM，表示在 第N3个物理段块之后有边界区域的第三下一边界标记NBM，分别记录在一个物理段块的总 共三个位置中。在下一边界内BRDI中，记录更新的物理格式信息U—PFI。
在现有的DVD-R或DVD-RW光盘中，如果不存在下一边界区域(在最后一个边界外 BRDO)，图21B(d)的在其中将要记录"下一边界标记NBM"的位置( 一个物理段块大小的位 置)被保持为一个"完全未记录的位置"。如果在此状态下进行边界关闭，在常规DVD-ROM驱 动器或常规DVD播放器中可以再现可记录信息存储介质(现有的DVD-R或DVD-RW光盘)。 利用常规DVD-ROM驱动器或常规DVD播放器，使用记录在可记录信息存储介质(或现有的 DVD-R或DVD-RW光盘)上的记录标记，通过DPD (微分相位检测)方法来进行光道移位检 测。然而，在"完全未记录位置"，在一个物理段块大小上不存在记录标记。因此，由于不能 使用DPD(微分相位检测)方法来进行光道移位检测，因此不能稳定地应用光道伺服。作为 处理现有的DVD-R或DVD-RW光盘所存在的问题的措施，本实施例使用如下所示的新方法
(1)如果没有下一边界区域，则特定模式数据预先记录在"将要记录下一边界标记 NBM的位置"中。
(2)如果有下一边界区域，则在其中已经记录特定模式数据的"下一边界标记 NBM"的位置部分地并且单独地执行具有特定记录模式的覆盖过程。这可以被用作表示"有 下一边界区域"的标识信息。 如上所述，通过覆盖来设置下一边界标记会产生下列效果即使下一边界没有如 在项目(1)中显示的那样出现，可以在"将要记录下一边界标记NBM的位置"中形成具有特 定模式的记录标记，这使得甚至在边界关闭之后在只再现信息再现设备上通过DPD方法来 进行光道移位检测的情况下稳定地应用光道伺服。在可记录信息存储介质中，如果在其中 已经形成了记录标记的那一部分上方甚至部分地写入新记录标记，在信息记录和再现设备 或信息再现设备中可能会削弱图1的PLL电路的稳定性。为克服这一担心，本实施例进一 步使用如下所示的新方法 (3)当在一个物理段块大小的"下一边界标记NBM"的位置上方写入数据时根据同 一个数据段中的位置改变覆盖情况的方法。 (4)部分地在同步数据432上方写入数据并防止在同步代码431上覆盖。
(5)在数据ID和IED之外的位置上方写入数据。 如稍后使用图62和63详细描述的，用于记录用户数据的数据字段411至lj418和保 护区441到448交替地记录在信息存储介质上。数据字段411到418和保护区441到448 的组合叫做"数据段490"。 一个数据段长度与一个物理段块长度一致。图1的PLL电路在 图63的VFO区域471、472中更加轻松地引入PLL。因此，即使PLL就在VFO区域471、472 的紧前面失调，也可以使用VFO区域471、472轻松地引入PLL，这样会减轻对信息记录和再 现设备或信息再现设备的整个系统的不良影响。利用这一情况，根据数据段中的位置和在 靠近VF0区域471、472的相同数据段的背面写入的特定模式的量来改变覆盖情况，这使得 判断"下一边界标记"更容易并防止信号PLL的精度在再现时变差。 如使用图63和37所详细描述的，一个物理扇区由其中提供了同步代码433 (SYO 到SY3)的位置和放在同步代码433之间的同步数据434构成。信息记录和再现设备或信息 再现设备从记录在信息存储介质上的通道位串中提取同步代码433 (SYO到SY3)，从而检测 通道位串中的中断。如稍后所描述的，从图32的数据ID中的信息中提取有关记录在信息存 储介质上的数据的位置信息(物理扇区号或逻辑扇区号)。使用数据ID紧后面的IED，检 测数据ID中的错误。因此，本实施例不仅(5)防止在数据ID和IED上写入数据，而且(4) 还在同步代码431之外的同步数据432上方部分地写入数据，这样便可以使用同步代码431 检测数据ID位置并再现(解密)甚至记录在"下一边界标记NBM"中的数据ID中的信息。
图8是帮助具体说明上文所描述的内容的在"下一边界标记NBM"的位置上写入数 据的流程图。当图1的信息记录和再现设备的控制部分143通过接口部分142接收设置新 的边界的指令(ST1)时，控制部分143控制信息记录和再现部分141开始再现位于末尾的 边界区域BRDA(ST2)。信息记录和再现部分141在跟踪时继续沿着边界区域BRDA中的前 槽纹跟踪，直到它检测到边界外中的边界停止块STB(ST3)。如图21B(d)所示，在边界停止 块STB后面，已经为第Nl、第N2、第N3个物理段块提供了记录在特定模式中的下一边界标 记NBM。信息记录和再现部分141搜索"下一边界标记NBM"的位置(ST5)，同时再现边界外 BRDO，统计物理段块的数量。如上所述，"(3)根据同一个数据段中的位置改变覆盖情况"的 方法的具体示例是保证在同一个数据段中的至少最后一个物理部分中的更宽的覆盖区域。
当已经检测到数据段中的最后一个物理扇区时(ST6)，在数据ID和IED紧后面写入数据直到最后一个物理扇区的末尾，保留数据ID和IED(或不必覆盖数据ID和IED)(ST9)。在至少最后一个物理扇区之外的同一个数据段中，同步数据432部分地用特定模式进行覆盖，稍后说明的图37或60所示的同步代码431(SY0到SY3)的区域除外(ST7)。对于每一个"下一边界标记NBM"，执行此过程。在第三"下一边界标记NBM"被覆盖之后(ST9)，记录新的边界内BRDI，然后将用户数据记录在边界区域BRDA(STIO)中。
图86A和86B显示了不同于图21A和21B的可记录信息存储介质中的边界区域的结构的另一个实施例。图86(a)和86(b)显示了与图21A(a)和(b)相同的内容。图86A和86B在可记录信息存储介质结束之后的状态方面不同于图21A (c)。例如，如图86A和86B (c)所示，如果在完成将信息记录到边界区域BRDA#3的过程之后需要结束，则在边界关闭过程中在边界区域BRDA#3的紧后面形成边界外BRDO。此后，在边界区域BRDA#3紧后面的边界外BRDO的后面形成终结器区域TRM(图132A和132B中的点(Ll))，从而縮短结束所需的时间。 在图21A(c)的实施例中，从最后一个边界区域BRDAft3到扩展的备用区ESPA的紧前面的空间必须用边界外BRDO填充。需要很长时间才能形成边界外BRDO，这会导致使结束时间更长的问题。相反，在图86A和86B(c)中，设置相对比较短的终结器区域TRM。再次将终结器TRM外部的所有区域定义为新的数据引出区域DTLDO，将终结器TRM外部的未记录部分设置为被禁止的区域911。被禁止的区域911不必用数据来填充，并可以保持未记录状态，这会縮短结束时间。具体来说，当结束数据区DTA时，在记录数据的末端形成了相对比较短的终结器区域TRM(与边界外BRDO的右后面不同图21A(c)，不必到数据区的末尾之前一直设置边界外BRDO，在宽度方面可以相对较窄)。 该区域中的主数据中的所有信息(如稍后在图32中所描述的数据帧中的主数据)被设置为"00h"。该区域的属性(类型信息)被设置为与数据引出区域DTLDO中的类型信息相同，这使得终结器区域TRM再次被定义为新的数据引出区域DTLDO，如图86A(c)所示。如图118(d)所示，该区域中的类型信息记录在数据ID中的区域类型信息931中。具体来说，终结器区域TRM中的数据ID中的区域类型信息935被设置为"10b"，如图118 (d)所示，这意味着，终结器区域TRM存在于数据引出区域DTLDO中。 本实施例的特征在于，使用数据ID中的区域类型信息935设置数据引出位置区域类型标识信息(图135中的点[N])。假定有这样的情况在图1的信息记录和再现设备或信息再现设备中，信息记录和再现部分141大致访问可记录信息存储介质上的特定目标位置。紧随粗略访问之后，信息记录和再现部分141必须首先再现数据ID以判断已经到达可记录信息存储介质上的什么位置，并对数据帧编号922进行解密，如图118(c)所示。由于区域类型信息935靠近数据ID中的数据帧编号922，只需对区域类型信息935进行解密便可以立刻判断信息记录和再现部分141是否位于数据引出区域DTLDO，使得访问控制得以简化和更快。如上所述，设置数据ID中的终结器区域TRM给出了数据引出区域DTLDO标识信息(图135中的点(N1))，这使得检测终结器区域TRM更容易。 此外，当作为例外将最后一个边界外BRDO设置为数据引出NDTLDO的属性时(即，当边界外BRDO区域中的数据帧的数据ID中的区域类型信息935被设置为"10b":数据引出区域)，不会设置终结器区域TRM。在此情况下，边界外BRDO外部的区域被禁止使用。因此，当记录具有数据引出NDTLDO的属性的终结器区域TRM时，该终结器区域TRM被视为数 据引出区域NDTLDO的一部分。如此，不能将数据记录中数据区DTA中，因此，数据区可以保 留为被禁止的区域911的形式，如图86A(c)所示。 在本实施例中，根据可记录信息存储介质上的位置来改变终结器区域TRM的大 小，从而縮短结束时间，使得处理更加有效(图132A和132B中的点(Lla))。终结器区域 TRM不仅指出了记录数据的最后的位置，而且还用于防止由于光道移位而造成的超速，甚至 在它用于通过DPD方法来检测光道移位的只再现设备的情况下。因此，从只再现设备的检 测特征的观点来看，终结器区域TRM在可记录信息存储介质的半径方向的宽度(或该部分 的宽度用终结器区域TRM填充)必须至少为0.05mm或长度更长。由于可记录信息存储介 质上的一周的长度根据径向位置不同而有所不同，因此，一周中包括的物理段块的数量也 根据径向位置不同而有所不同。因此，如图117所示，终结器区域TRM的大小根据径向位置 (艮卩，首先位于终结器区域TRM中的物理扇区的物理扇区号)不同而有所不同。随着位置 更加靠近外边缘，终结器区域TRM的大小变得更大(图132A和132B中的点(L1P))。图 117中的值是使用物理段块的数量作为一个单元来给出的。允许的终结器区域TRM的物理 扇区号的最小值必须大于"04FE00h"。这来自下列约束条件第一边界区域BRDAftl必须由 4080或更多个物理段块构成，第一边界区域BRDAftl必须在可记录信息存储介质的半径方 向的宽度为l.Omm或更高。终结器区域TRM必须从物理段块的边界位置开始。
在图86B(d)中，由于如上所述的同样的理由，根据单个物理段块大小，设置其中 记录每一个信息片段的位置。在每一个物理段块中，记录分别记录在32个物理扇区中的总 共为64KB的用户数据。如图86B(d)所示，物理段物理段块号被设置为单个信息片段。单个 信息片段被按相对物理段块号的递增的顺序一个接一个地记录到可记录信息存储介质上。 在图86A和86B的实施例中，具有相同内容的RMD副本信息CRMD#0到CRMD#4被五次写入 到记录在图21A(d)中的记录管理区域中的内容的副本信息记录区域C—RMZ中(图126A和 126B中的点(C6))。多次写入提高了再现的可靠性。即使在可记录信息存储介质中有污 垢或瑕疵，也可以稳定地再现有关记录在记录管理区域中的内容的副本信息CRMD。尽管图 86B(d)中的边界停止块STB对应于图21A(d)中的边界停止块STB，但是图86B(d)的实施 例没有如在图21B(d)的实施例中那样的"下一边界标记NBM"。预留区域901、902中的主 数据中的信息(参见图32)都被设置为"00h"。 在图86B(d)中，在边界内BRDI的开始处，以相对物理段块号的形式作为更新物理 格式信息U_PFI写入相同的信息六次，从N+l到N+6 (图126A和126B中的点(C7))，从而构 建更新的物理格式信息U—PFI，如图21B(d)所示。如此，多次写入更新的物理格式信息U— PFI，从而提高信息的可靠性。 图86B(d)的特征在于，在边界内BRDI中提供了边界区中的记录管理区域RMZ(图 126A禾口 126B中的点(Cl))。如图17A和图17B所示，数据引入区域DTLDI中的记录管理区 域RMZ的大小相对较小。如果频繁地设置新的边界区域BRDA，则记录在记录管理区域RMZ 中的记录管理数据RMD饱和，在设置当中不能进行新的边界区域BRDA的设置。如图86B(d) 所示，在边界内BRDI中提供了其中记录有关后一边界区域BRDAft3的记录管理数据RMD的 记录管理区域RMZ，这样不仅可以多次设置新的边界区域BRDA，还可以显著地提高边界区 域BRDA中的附加记录的数量。
当关闭包括边界区BRDZ中的记录管理区域RMZ的边界内BRDI之后的边界区域BRDA#3或当结束数据区DTA时，必须将最后的记录管理数据RMD反复地记录到记录管理区域RMZ中的未记录预留区273 (图85A(b))，从而装满预留区(图132A和132B中的点(L2))。这消除了未记录预留区273，不仅可以防止在只再现设备上进行再现时与光道发生偏离(通过DPD方法)，而且还通过多次记录记录管理数据RMD来提高记录管理数据RMD的再现可靠性。预留区903中的所有数据(特别是图32中的主数据的值)都被设置为"00h"。
图116显示了本实施例中的边界区BRDZ的大小。图116中的值是使用物理段块的数量作为一个单元来表示的。随着位置越靠近外边缘，边界外BRDO的大小就越大(图132A和132B中的点(L3))。该值与如图117所示的终结器区域TRM的大小一致。边界区BRDZ的大小根据在可记录信息存储介质的半径的方向上的位置的不同而不同。边界外BRDO大小的基础与终结器区域TRM大小的基础一致。径向上的边界区BRDZ的宽度必须为0. 05mm或更高。边界外BRDO必须从物理段块之间的边界的位置开始。此外，边界外BRDO的最小物理扇区号必须超过"04FE00h"。 边界外BRDO具有使用DPD方法防止在只再现设备上由于与光道的偏离而造成的超速。除了具有更新的物理格式信息U—PFI和在边界区中的记录管理区域RMZ中的信息外，边界内BRDI不必具有大尺寸。因此，为縮短在设置新的边界区域BRDA时(边界区BRDZ中的记录数据所需的)时间，需要縮小大小。在图86A(a)中，由于在通过边界关闭而形成边界外BRDO之前用户数据另外可记录的范围205足够宽，多次进行额外写入的可能性比较大，图86B(d)中的"M"的值必须设置得大一些，以便在边界区中的记录管理区域RMZ中可以多次记录记录管理数据。相反，在图86A(b)中，由于在边界区域BRDAft2被边界关闭之前和在边界外BRDO被记录之前用户数据另外可记录的范围205变窄，可以想像，将记录管理数据另外记录到边界区中的记录管理区域RMZ的次数不是那么大。因此，可以使边界区域BRDA#2紧前面的边界内BRDI中的记录管理区域RMZ的设置大小"M"相对较小。S卩，当将边界内BRDI放到比较靠近内边缘的位置时，记录管理数据的附加记录的估计数量比较大。当将边界内BRDI放到比较靠近外边缘的位置时，记录管理数据的附加记录的估计数量比较小。因此，本实施例的特征在于，在外边缘端边界内BRDI大小变小(图132A和132B中的点(L4))。结果，使设置新边界区域BRDA所需的时间更短，使处理更加有效。
图119和120显示了本实施例中的结束处理之后设置各种数据引出区域的方法。图119(a)显示了如图18A和18B所示的原始数据引出区域DTLD0的范围。预先按如下方式设置每一个区域的起始位置处的物理扇区号和物理段编号在第三保护光道区域GTZ3中预设以十六进制表示法表示的735440h、39AA2h，在驱动器测试区域DRTZ中预设以十六进制表示法表示的739040h、39C82h，在光盘测试区域DKTZ中预设以十六进制表示法表示的73CA40h、39E52h，以及在第四保护光道区域GTZ4中预设以十六进制表示法表示的73004011、39E62h。如图18B(f)所示，在本实施例中，在结束过程之后，在数据引出区域DTLDO中已经设置了扩展的驱动器测试区域EDRTZ。在作为另一个实施例的如图119(b)所示的方法中，设置了相当于第三保护光道区域的大小的扩展的驱动器测试区域EDRTZ(图135中的点(N2))，并转换第三保护光道区域GTZ3。 SP，使原始数据引出区域DTLDO中的第三保护光道区域GTZ3的起始位置(物理扇区号或物理段块号)与扩展的驱动器测试区域EDRTZ的起始位置一致。这会产生简化扩展的驱动器测试区域EDRTZ的设置的效果。图120(d)显示了设置终结器区域TRM的方法，通过将如图86B(c)所示的终结器区域TRM的数 据ID中的区域类型信息935(图118(d))设置为"10b"(图135中的点(Nl))，随后的区域 被作为新数据引出区域DTLDO来设置。稍后将使用图96说明使用此方法的具体结束过程。 在此情况下，终结器区域TRM的紧前面的边界外BRDO中的区域类型信息935 (图118 (d))被 设置为"00b"，边界外BRDO包括在数据区DTA中。本实施例的另一个方法是将边界外BRDO 的数据ID中的区域类型信息935(图118(d))设置为如图120(c)所示的"10b"，从而在新 的数据引出区域NDTLDO进行设置(图135中的点(N3))。使用此方法不仅促进了检索数 据引出区域的过程，而且不需要设置终结器区域TRM，这样会縮短结束时间。稍后将使用图 102说明使用此方法的具体结束过程。 如图21A(c)所示的记录在边界区域BRDA中的信息的逻辑记录单元叫做"R区域"。 因此，边界区域BRDA由至少一个R区域构成。现有的DVD-ROM使用了叫做"DDF桥"的文件 系统，其中，符合UDF(通用光盘格式)的文件管理信息和符合IS09660的文件管理信息两 者都同时记录到单个信息存储介质上。符合IS09660的文件管理方法具有文件必须连续地 记录到信息存储介质上的规则。即，文件中的信息被禁止分开并位于信息存储介质上的分 离的位置。因此，例如，当以符合UDF桥的方式记录信息时，连续地记录构成一个文件的所 有信息。因此，可以修改其中连续地记录一个文件的区域以便构建R区域。
主要就记录在可记录信息存储介质上的信息的数据结构进行了说明。下面将说明 记录管理数据RMD、可扩展的记录管理区域RMZ、 R区域、边界区、各种物理格式的基本概念 和基本思想。此外，还将基于基本概念和思想说明包括边界关闭和结束的各种处理方法。
图87显示了本实施例和现有的DVD-R之间的比较(图132A和132B中的点[L])。 在本实施例中，为縮短边界关闭时间，使最小记录容量(边界关闭时)的记录宽度比现有的 DVD-R的对应物更窄(1. 65mm到1. Omm)。结果，无用的记录信息会减少，会使结束时间更短。 由于本实施例的重新编码容量比现有的DVD-R的重新编码容量大得多(4. 7GB到15GB) ， R 区域的最大数量几乎翻倍(2302到4606)。现有的DVD-R的记录单元是ECC块，而本实施例 的记录单元是物理段(参见图69)。图69(b)显示了光盘上的物理长度，图69(a)显示了要 记录的数据的长度。在物理段块中，包括VFO区域、预同步区域、后同步信号区域、额外的区 域和缓冲区的备用区被添加在ECC块的前面和后面，从而形成数据段531。这些数据段组合 起来，以构成一个物理段，这是数据重新编码时的一个单元。 如图61所示，由于备用区(保护区)被添加在ECC块的前面和后面，在附加记录 时，不能从ECC块的末尾连续地记录数据。原因是，即使尝试从ECC块的末尾记录数据，重 新编码位置也可以由于旋转不规则等等而稍微移位。如果记录位置前移，则记录的数据的 最后一部分由于覆盖而消失。由于可以通过错误校正来恢复最后的数据，因此，几乎没问 题。如果记录位置后移，未记录的部分出现在光盘上，防止在播放器上再现，否则，会出现严 重问题。因此，目前，当进行附加记录时，记录位置稍微向前移，数据被写入到记录的数据的 最后一部分上，从而会损坏最后的数据。在本实施例中，由于在ECC块的前面的后面提供了 保护区，在保护区中进行覆盖，因此，可以稳定地另外记录用户数据，而不会损坏数据。相应 地，本实施例的数据结构可以提高记录的数据的可靠性。 图88是帮助说明本实施例中的物理格式信息的图表。光盘管理信息存储在物理 格式信息中。可以在ROM播放器中读取信息。根据记录位置，有三种物理格式信息
(1)物理格式信息PFI(在系统引入区域SYLDI中的控制数据区中)在此信息中， 记录HD DVD系列通用信息/数据区结束地址/策略信息等等。 (2)R物理格式信息R-PFI(在数据引入区域中)在此信息中，记录HD DVD系列通 用信息/第一边界最外面的周边地址的副本。第一边界区域与data-in共享边界内(在数 据引入中记录要记录在边界内中的信息)。因此，对于第一边界，没有边界内。
(3)更新的物理格式信息U-PFI (在边界内区域中)在此信息中，记录HD DVD系 列通用信息/其自己的边界的最外面的地址的副本。 图89是帮助说明本实施例中的记录管理数据RMD的基本概念的图表。在数据中， 存储了用于管理可记录光盘的记录状态的数据。单个RMD由物理段块构成。在RMD中，定 义了 22个字段。字段0存储了光盘和更新的区域分配数据的状态，字段1存储了所用的测 试区域和记录波形信息，字段3存储了边界区域的起始位置和扩展的RMZ的位置，字段4存 储了现在正在使用的R区域编号，R区域的起始位置，以及LRA(最后一个重新编码位置最 后的记录地址)，以及字段5到字段21存储了 R区域和3LRA的起始位置。 [O437] RMD的更新时间被定义如下(图132A和132B中的点(L7)):
当初始化光盘时 当预留R区域或执行诸如关闭之类的操作时 当关闭边界和扩展RMZ时 当记录特定量的用户数据和中断记录时 图90是在本实施例的信息再现设备或信息记录和再现设备中紧随安装信息存储 介质之后的处理过程的流程图(图132A和132B中的点[L])。 当将光盘安装在设备中时，在步骤ST22中再现脉冲切割区BCA。本实施例支持HD DVD-R光盘。还进一步支持两种光盘介质极性"L-H"和"H-L"。在步骤ST24中，再现系统 引入区域。在步骤ST26中，再现RMD重复RDZ。在非空白光盘的情况下，在RMD重复区域 RDZ中记录记录管理数据RMD。根据存在还是不存在记录管理数据RMD的记录的情况，在步 骤ST28中判断光盘是否为空白光盘。如果光盘为空白光盘，则当前过程结束。如果光盘不 是空白光盘，在步骤ST30中搜索最新的记录管理数据RMD。然后，查找现在正在使用的另外 可记录的R区域的数量、R区域的开始物理段编号，以及最后的记录地址LRA。最多可以设 置三个另外可记录的R区域。当弹出非空白光盘时，执行边界关闭或结束过程。
图91是帮助说明在本实施例的信息记录和再现设备中将更多的信息记录到可记
录信息存储介质上的方法的流程图。当主机给出记录指令(write(10))时，在步骤ST32中 判断其中将要记录记录管理数据RMD的记录管理区域RMZ的剩余量是否足够。如果剩余量 不足，则在步骤ST34中通知主机，"RMZ的剩余量较小。"在此情况下，预期记录管理区域RMZ 的扩展(图132A和132B中的点(L8))。 如果剩余量足够，则在步骤ST36中判断是否需要0PC(记录已经进行了多少次试 写的过程)。如果需要0PC，则在步骤ST38中执行0PC。在步骤ST40中，判断是否需要更新 记录管理数据RMD。当紧随预留R区域之后给出记录指令时或当最新的RMD中的下一可写 入地址NWA和实际下一可写入地址NWA之间的差为16MB或更大时，需要进行更新。在步 ST42中，更新记录管理数据RMD。在步骤ST44中，记录数据。在步骤ST46中，通知主机记 录结束，并完成该过程。
图92是帮助说明本实施例中的设置可扩展的记录管理区域RMZ的方法的概念的 图表。在开始阶段，在数据引入区域中已经设置了用于保留记录管理数据RMD的记录管理 区域RMZ。当记录管理区域RMZ已经用完时，即使数据区是空的，也不能将数据记录到光盘 上。因此，如果记录管理区域RMZ的剩余量变小，也设置扩展的记录管理区域EX.RMZ(图 132A和132B中的点[C])。在其中记录用户数据的边界区域BRDA或在边界区中(由相邻 边界外和边界内构成)可以设置扩展的记录管理区域EX.RMZ。即，在光盘上可以混合边界 区域中的扩展的记录管理区域EX. RMZ和边界内中的扩展的记录管理区域EX. RMZ。当已经 设置了扩展的记录管理区域EX. RMZ时，将最新的记录管理数据RMD以物理段块的形式复制 到RMD重复区域RDZ中。RMD重复区域RDZ用于管理扩展了记录管理区域EX. RMZ的位置 (图132A和132B中的点(L6 a ))。由于RMD重复区域RDZ由128个物理段块构成，因此， 在光盘上记录管理区域RMZ可以扩展127次。光盘上的边界区的最大数量为128 (图133A 和133B中的点(L9) 、 (L9 a ))。使用边界区域中的127个扩展的记录管理区域EX. RMZ，记 录管理数据RMD可以扩展16348次。 图93是图92的详图。具体来说，在相邻的R区域之间设置了边界区域中的扩展 的记录管理区域EX. RMZ。当将它扩展到边界区时，将它通常添加到边界内的末尾。
图94是帮助说明在本实施例中的边界区的图表。记录边界区，以便在通过DPD方 法检测光道的ROM播放器上进行再现。边界区由边界内和边界外构成。由于播放器不能跟 踪槽纹，如果在光盘上有未记录区域，则它不能访问记录管理数据RMD和记录的数据的末 尾。由于ROM播放器的光道检测方法是DPD方法，因此，需要存在前坑作为先决条件。DVD-R 光盘的记录薄膜是这样设计的，以便在记录标记中发生相位移。看起来相位移好像是前坑。 因此，必须记录超速区域，用于再现ROM播放器可以读取的管理信息和记录的数据。前者作 为边界内来记录，后者作为边界外来记录。边界区是在边界关闭操作中记录的。当进行边 界关闭时，(1)填充本记录管理区域RMZ和用户数据中的不连续的区域(图133A和133B中 的点[LIO])， (2)记录R物理格式信息R-PFI， (3)记录边界外。在边界内中，记录更新的物 理格式信息U-PFI和扩展的RMZ。 图95是帮助说明在本实施例的信息记录和再现设备中关闭第二和更高的边界区 域的过程的图表。如图95(a)所示，将说明这样的情况在其中在不完整的R区域中记录 用户数据并在边界内记录记录管理区域MZ3的状态下进行边界关闭。将另外可记录的R 区域中的最后的记录位置NMW记录到边界内设置的更新的物理格式信息U-PFI。同时，在 边界内的其余部分中反复地记录最新的记录管理数据RMD4(当前记录管理区域RMZ的未记 录部分)。将最新的记录管理数据RMD4复制到RMD重复区域RDZ(图132A和132B中的点 (L10a))。在用户数据外部记录边界外。边界外上的区域类型信息为OOb:数据区。
图96是帮助说明当在本实施例的信息记录和再现设备中临时关闭边界区域之后 执行结束过程时的处理方法的图表。如图96(a)所示，当进行边界关闭时，完成R区域。如 图96(b)所示，终结器记录在位于数据区的末端的边界外的外部(图135中的点(Nl a ))。 终结器上的区域类型信息为10b :数据引出区域。 图97是帮助说明在实施例中的边界内记录的扩展的记录管理区域EX. RMZ的原理 的图表。如图97(a)所示，将说明这样的情况在已经设置了三个R区域的状态下进行边界 关闭。R区域让驱动器用来独立于文件系统而管理用户数据的记录位置，以便维护可记录信
38息存储介质上的物理上连续的状态。为将用户数据记录在数据可记录区域而预留的部分被 称为"R区域"。R区域被根据记录状态分为两种类型。开放的R区域使得可以添加更多数 据。完整的R区域防止再添加更多数据。最多可以设置两个开放的R区域。用于将用户数 据记录在数据可记录区域的预留部分被称为"不可见的(未指定的)R区域"。在不可见的 R区域中预留了随后的R区域。当不再添加数据时，没有不可见的R区域。即，一次最多可 以设置三个R区域。在开放的R区域中，设置了区域的开始地址和结束地址。在不可见的 R区域中，设置了区域的开始地址，但没有设置结束地址。 当进行边界关闭时，第一和第二R区域(开放的R区域)(从内边缘开始，区域叫做 第一、第二和第三区域)各自的未记录部分用如图97(b)所示的"00h"填充，"边界外"记录 在第三区域(不完整的R区域)中的记录的数据外部(图133A和133B中的点(L10P))。 在"边界外"的外部记录"边界内"。在"边界内"，记录扩展的记录管理区域EX.RMZ。如图 87所示，使用"边界内"中的扩展的记录管理区域EX. RMZ，记录管理数据RMD可以更新392 或更多次(16384次)(图132A和132B中的点(L4P))。然而，在使用"边界内"中的扩展 的记录管理区域EX. RMZ之前，必须关闭边界，这需要花费时间。 图98是帮助说明本实施例中的R区域的图表。为再现记录在可记录信息存储介 质上的数据，驱动器独立于文件系统来管理用户数据的记录位置，以便维护物理上连续的 状态。驱动器根据R区域来管理记录位置。在光盘上，作为记录管理数据RMD存储了下列 信息 现在正在使用的另外可记录的R区域的数量
R区域的开始物理段编号
最后的记录地址LRA 最多可以设置三个另外可记录的R区域。在图98中，R区域#3、 R区域#4，以及 R区域#5是另外可记录的R区域。附加记录从另外可记录的R区域中的下一可写入地址 丽A开始(图132A和132B中的点(L5a))。由此可见，当完成附加记录时，最后的记录地 址LRA =下一可写入地址NWA。由于R区域#1和R区域#2两者都没有未记录区域，再也不 能添加更多数据，因此，它们是完整的R区域。 图99是帮助说明使用R区域同时在多个位置记录更多数据的方法的概念的图表。 图99(a)显示了基本记录方法。在该方法中，没有预留R区域，在不可见的R区域或不完整 的R区域中的一个地址NWA中按顺序记录数据。不完整的R区域中没有设置结束地址，因 此是不可见的R区域。然而，在不可见的R区域中，根本没有记录任何数据，下一可写入地 址NWA是开始地址，而在不完整的R区域中，数据是半路地记录的，下一可写入地址丽A远 离开始地址。 图99 (b)显示了如在常规DVD-R中根据多个地址支持记录的示例。驱动器可以同 时设置一个不可见的R区域和两个开放的R区域。因此，对于R区域，有三个下一可写入地 址NWA。例如，文件管理信息可以记录在开放的R区域中，视频数据可以记录在不可见的R 区域中。当记录视频数据时，不可见的R区域的下一可写入地址丽A从开始地址中滑出，从 而产生不完整的R区域。 图100显示了在本实施例的信息记录和再现设备中设置R区域和记录管理数据 RMD的方法之间的关系。假设在数据区中没有设置开放的R区域，并且只存在不完整的R区域100(a)。不完整的R区域中的记录管理数据RMD1已经记录在记录管理区域RMZ中。 将说明这样的情况视频数据记录在不完整的R区域中，然后，管理信息记录在另一个区域 中。首先，如图100(b)所示，要关闭R区域，不完整的R区域被转换为完整的R区域。S卩，用 户数据的结束地址被设置为R区域的结束地址。完整的R区域中的记录管理数据RMD2 (更 新RMD字段4到21)被另外记录在记录管理区域RMZ中。如图100(c)所示，在完整的R区 域的外部设置(预留)了特定大小的开放的R区域，开放的R区域的外部被设置为不可见 的R区域。开放区域和不可见的R区域中的记录管理数据RMD3被另外记录在记录管理区 域RMZ中。 如稍后所描述的，当扩展记录管理区域RMZ时，还预留了开放的R区域。
图101是帮助说明当关闭第一边界区域时R区域和记录管理数据RMD之间的关联 的图表。假设如图101(a)所示在数据区中设置了开放的R区域和不完整的R区域。在记 录管理区域RMZ中，记录记录管理数据RMD1 。当进行边界关闭时，开放的R区域的未记录区 域用"00h"填充，以形成完整的R区域，并将不完整的R区域转换为完整的R区域。在完整 的R区域的外部，设置了"边界外"。完整的R区域和"边界外"中的记录管理数据RMD2(RMD 中的字段3和4到21被更新)被另外记录到记录管理区域RMZ，同时，将最新的RMD2复制 到RMD重复区域RDZ中。"边界外"的区域类型信息为00b:数据区。"边界外"的开始地址 被记录到更新物理格式信息R-PFI中。进行边界关闭，以便用记录数据填充未记录部分，以 使得可记录存储介质在播放器上再现。为此，记录管理区域的未记录区域用最新的RMD2填 充。 图102是帮助说明本实施例的信息记录和再现设备中的结束过程的过程的图表。 边界关闭与结束的不同之处在于，甚至在进行边界关闭的情况下，可以再次设置(或者也 可以记录)边界区域，并且，在执行结束之后，决不会另外记录边界区域。本实施例的结束 过程也可以通过修改边界关闭过程的一部分来实现，这縮短了结束时间。图102的结束与 图101的边界关闭的不同之处在于，"边界外"的区域类型被设置为10b :数据引入区域，记 录管理数据RMD2中的字段0的光盘状态被设置为02h :"指出将结束光盘"(图133A和133B 中的点(Lll))。具体来说，当进行边界关闭时，"边界外"被设置为边界区域，以便再次设 置"边界内"。相反，当执行结束时，将"边界外"设置为数据引出区域，以便关闭数据区。同 时，为指出光盘的结束，记录管理数据RMD2中的字段0的光盘状态被设置为02h。如上所 述，数据未记录区域被转换为数据引出区域，从而不需要用数据填充数据区的未记录区域， 这会縮短结束时间。 图103是帮助说明本实施例中的使用R区域设置扩展的记录管理区域EX. RMZ的 原理的图表。图103(a)与图97(a)相同。假设有扩展记录管理区域RMZ而不会关闭边界 的请求。在这种情况下，如图103(b)所示，不完整的R区域变为完整的R区域，在完整的R 区域的外部设置了边界区域(128个物理段块)，在边界区域中设置了扩展的记录管理区域 EX. RMZ(图126A禾口 126B中的点(C8)，图134中的点(L12) 、 (L12 a ))。边界区域的外部的 部分是不可见的R区域。在此情况下，当开放的R区域的未记录区域用数据"00h"填充时， 在完整的R区域附近不必设置"边界外"。 图104是帮助说明使用R区域和记录管理数据RMD的新扩展的记录管理区域 EX. RMZ的设置之间的关系的图表。当记录管理区域的剩余容量降低到某一值之下时，可以扩展记录管理区域RMZ。如图104(a)所示，在数据区中设置了不完整的R区域，并记录用户 数据。在记录管理区域RMZ中，记录用户数据的记录管理数据RMD1。当关闭R区域时，不完 整的R区域被转换为完整的R区域，如图104(b)所示。S卩，用户数据的最后地址被设置为R 区域的最后地址。完整的R区域中的记录管理数据RMD2(更新RMD中的字段4到21)被另 外记录到记录管理区域RMZ中。如图104(c)所示，在完整的R区域的外部预留(设置)了 特定大小(128个物理段块)的开放的记录管理区域RMZ，开放的记录管理区域RMZ的外部 部分被设置为不可见的R区域。开放的记录管理区域RMZ和不可见的R区域中的记录管理 数据RMD3(更新RMD中的字段3、4到21)被另外记录到记录管理区域RMZ的未记录区域， 同时，将RMD3复制到RMD重复区域RDZ中(图134中的点(L12P)。 图105是帮助说明当现有记录管理数据RMD在同一个边界区域变满时的处理方法 的概念的图表。如图105(a)所示，当数据引入区域中的记录管理区域RMZ几乎被充满时， 如图105(b)所示，不完整的R区域被转换为完整的R区域，如图103(b)所示，在完整的R 区域的外部设置了边界区域(128个物理段块)。在边界区域，设置了扩展的记录管理区域 EX.RMZ。边界区域的外部的部分是不可见的R区域。此后，如图105(c)所示，记录管理区 域RMZ的未记录区域用最新的记录管理数据RMD填充，将最新的记录管理数据RMD复制到 RMD重复区域RDZ(图134中的点(L12y))。 图108是在本实施例的信息再现设备或信息记录和再现设备中使用RMD重复区域 RDZ搜索最新的记录管理数据RMD的记录位置的方法的图表。 图108(a)显示了记录器搜索最新的记录管理数据RMD7的情况。从系统引入区域 中的控制数据区查找数据引入区域中的RMD重复区域RDZ。然后，跟踪记录管理数据RMD。 由于扩展的记录管理区域RMZ的开始物理扇区号记录在记录管理数据RMD中，可以查找第 三边界中的扩展的记录管理区域RMZ中的最新的记录管理数据RMD7(图132A和132B中的 点(L6))。 如图108 (b)所示，ROM驱动器不能访问未记录区域，不能解释记录管理数据RMD。
图22A和22B显示了控制数据区CDZ和R物理信息区域RIZ的数据结构。如图 22A (b)所示，在控制数据区CDZ中，有物理格式信息PFI和光盘制造信息匿I 。在R物理信 息RIZ中，有光盘制造信息DMI和R物理格式信息R_PFI 。 在光盘制造信息DMI中，记录有关制造了介质的国家的名称的信息251和有关介 质制造商所属的国家的信息252(图127中的点[F])。在有制造地的国家当销售的信息存 储介质专利侵权时，或在已经消费(或使用)了信息存储介质的国家，常常给出侵权的警 告。需要在信息存储介质中进行上述信息的记录，使制造地的位置(国家名称)清楚，使得 给出专利侵权的警告更容易，从而保证了知识产权并促进技术的进步。此外，在光盘制造信 息DMI中，还记录其他光盘制造信息253。 本实施例的特征在于，通过物理格式信息PFI或R物理格式信息R_PFI中的记录 位置(或相对于起始位置的字节位置)来判断要记录的信息的类型(图128A和128B中的 点[G])。具体来说，作为物理格式信息PFI或R物理格式信息R_PFI中的记录位置，DVD系 列中的通用信息261记录在从第0字节到第31字节的32字节区域中，本实施例中的要处 理的HD_DVD系列中的通用信息262记录在从第32字节到第127字节的96字节区域，有关 书面标准的类型和部件版本的唯一信息263被写入在从第128字节到第511字节的384字节区域中，对应于每一个修订本的信息记录在从第512字节到第2047字节的1536字节的 区域中。如上所述，物理格式信息中的信息配置位置根据信息的内容而标准化，从而使记录 的信息的位置标准化，不管介质的类型如何，这使得信息再现设备或信息记录和再现设备 中的再现过程被标准化和简化。如图22B(b)所示，记录在第0字节到第31字节中的DVD 系列中的通用信息261被分成记录在只再现、可重写和可记录信息存储介质中的各自的第 0字节到第16字节中的信息267，以及记录在可重写和可记录信息存储介质中各自的第17 字节到第31字节中而没有记录在只再现信息存储介质中的信息268。 图23A和23B显示了如图22A和22B所示的物理格式信息PFI或R物理格式信 息R—PFI中的信息的具体内容和物理格式信息PFI中的介质的类型(只再现、可重写或可 记录)之间的比较。作为记录在只再现、可重写和可记录信息存储介质中的每一种介质中 的DVD系列中的通用信息261中的信息267，有关书面标准的类型(只再现/可重写/可记 录)的信息、版本号信息、介质大小(直径)、最大可能的数据传输速率信息、介质结构(单 层或双层、存在或不存在压纹坑/可记录区域/可重写区域)、记录密度(线性密度和光道 密度)、有关数据区DTZ的位置信息、有关脉冲切割区BCA的存在或不存在的信息(此区域 存在于只再现、可重写和可记录信息存储介质中的每一种介质中)按顺序记录在字节位置 0到字节位置16中。 确定最大记录速度的修订号信息、修订号表(应用程序修订号)、簇状态信息、以 及扩展的(部件)版本按顺序作为DVD系列中的通用信息261和类似于记录在可重写和可 记录信息存储介质这两种介质中的信息268记录在第28字节到第31字节中。本实施例的 特征在于，对应于记录速度的修订本信息记录在物理格式信息PFI或R物理格式信息ILPFI 的记录区域的第28字节到第31字节中(图128A和128B中的点(Gl))。随着诸如双速或 四倍速之类的更高的记录速度的介质的开发，这会需要花费时间和精力相应地重新制定书 面标准。 相反，在本实施例中，书面标准被分成当内容改变较大时其版本也改变的版本册 子和根据记录速度等等的细微的变化而修改的修订本册子。每次记录速度提高时，只发行 其中只更新了修订本的修订本册子。这会产生保证将介质扩展到未来的高速记录兼容介 质的功能的效果。此外，由于可以通过修订本的简单方法来处理标准，当开发出新的高速 记录兼容介质时，可以以高速度对其进行处理。本实施例的特征在于，在第17字节单独地 提供确定最大记录速度的修订号信息的字段和在第18字节提供确定最小记录速度的修订 号信息的字段，使得不同修订号分配到记录速度的最大和最小值(图128A和128B中的点 (Gl a ))。例如，当开发出了能以非常快的速度进行记录的记录薄膜时，该记录薄膜使以非 常高的速度来记录数据成为可能，但当记录速度降低时常常突然不能记录数据。此外，诸如 使得可能的最小记录速度降低的那些记录薄膜常常可能非常昂贵。相反，如在本实施例中， 单独地使用记录速度的最大值和最小值，使修订号可设置，使得可利用的记录薄膜的选择 范围更宽，这会产生能够提供更高速度的可记录介质和较低价格的介质的效果。在本实施 例的信息记录和再现设备中，预先知道了有关每一个修订本的可能的最大记录速度和可能 的最小记录速度的信息。当信息存储介质安装在信息记录和再现设备中时，图1的信息记 录和再现部分141首先读取物理格式信息PFI或R物理格式信息ILPFI中的信息。根据获 取的修订号信息，控制部分143参考预先记录在控制部分143的存储器部分175中的每一个修订本的可能的最大记录速度和可能的最小记录速度，计算安装的信息存储介质的可能
的最大记录速度和可能的最小记录速度。根据结果，以最佳记录速度进行记录。 接下来，将根据图22B(c)中的修订本说明第128字节到第511字节中的书面标
准的类型和版本的唯一信息263和第512字节到2047字节中的唯一可设置的信息的内容
264。具体来说，在有关第128字节到第511字节中的书面标准的类型和版本的唯一信息263
中，可重写信息存储介质中的每一个字节位置中的记录信息的内容的含义与可记录信息存
储介质中的含义一致。在第512字节到第2047字节中的根据修订本唯一地设置的信息内
容264中，不仅在类型彼此不同的可重写和可记录信息存储介质中，而且在相同类型的介
质中，如果修订本不同，允许每一个字节位置中的信息的内容的含义也不同。 如图23A和23B所示，在有关书面标准的类型和版本的唯一信息263中，可重写和
可记录信息存储介质中的每一种介质中的每一个字节位置处的信息的内容的含义、有关介
质制造地的名称的信息、来自介质制造地的补充信息、有关记录标记的极性的信息(标识
它是"高到低"还是"低到高")、有关记录或再现时的线性速度的信息、光学系统在圆周方
向的边缘强度值、光学系统在径向的边缘强度值，以及再现时的推荐激光功率(记录表面
上的光量)按顺序记录下来。 本实施例的特征在于，在第192字节中记录有关记录标记的极性(标识它是"高到 低"还是"低到高")的信息MPD(标记极性描述符)。在常规可重写或可记录DVD光盘中， 只允许其中记录标记中的反射光量在未记录状态下较低(反射电平比较高)的"高到低"记 录薄膜。当需要"快速记录"和"较低价格"或物理性能时，包括"降低交叉擦除"和"增大 重写的数量的上限"，这不能通过常规"高到低"记录薄膜来对其进行处理。相反，由于本实 施例不仅允许使用"高到低"记录薄膜而且还允许其中反射光量在记录标记中提高的"低到 高"记录薄膜，这就产生了不仅将常规"高到低"记录薄膜包括到标准中，而且还将"低到高" 记录薄膜包括到标准中，以扩大记录薄膜选择范围，因此，可以进行快速记录并提供低成本 的介质。 下面将说明实现具体的信息记录和再现设备的方法。在版本册子或修订本册子 中，写入了 "高到低"记录薄膜的再现信号特征和"低到高"记录薄膜的再现信号特征。根 据描述，在PR平衡电路130和维特比解码器156中准备了两种处理电路。当信息存储介质 安装在信息再现部分141中时，首先激活限制电平检测电路132以读取系统引入区域SYLDI 中的信息。在限制电平检测电路132读取有关记录在第192字节中的记录标记的极性的信 息(标识它是"高到低"还是"低到高")之后，判断它是"高到低"记录薄膜还是"低到高" 记录薄膜。在PR平衡电路130和维特比解码器156中的电路根据判断的结果被切换之后， 再现记录在数据引入区域DTLDI或数据区DTA中的信息。此方法使相对较快地并以高准确 性读取数据引入区域DTLDI或数据区DTA中的信息成为可能。确定最大记录速度的修订号 信息记录在第17字节中，确定最小记录速度的修订号信息记录在第18字节中。它们只给 出有关确定最大和最小值的范围的信息。由于在记录时需要有关最佳线速度的信息以最稳 定地记录数据，其信息被记录在第193字节中。 本实施例的另一个特征在于，第194字节中的光学系统在径向上的边缘强度值和 第195字节中的光学系统在径向上的边缘强度值被作为光学系统条件信息提供在根据修 订本唯一地可设置的信息内容264中包括的各种记录条件(写入策略)信息前面的位置中。这些信息片段意味着有关在判断记录条件时使用的光学头的光学系统的条件信息放 在它们后面。在入射光的强度分布的中心强度为"l"的情况下，边缘强度意味着在聚焦于 信息存储介质的记录表面之前进入物镜的入射光的分布，被定义为在物镜的周边(或在光 瞳表面的边缘)的强度值。到物镜的入射光的强度分布相对于一个点不对称，而是椭圆分 布。由于信息存储介质的径向中的边缘强度的值与其圆周方向的该值不同，因此，两个值都 被记录下来。边缘强度的值越大，信息存储介质的记录表面上的聚焦光点大小就变得越小。 结果，取决于边缘强度的值，最佳记录功率条件大大地改变。 由于信息记录和再现设备已经知道有关其自己的光学头的边缘强度的值的信息， 因此，它首先沿着记录在信息存储介质上的周边和半径读取光学系统的边缘强度的值，并 将这些值与其自己光学头的值进行比较。如果比较的结果显示没有太大的差别，则可以应 用记录在后面的记录条件。如果比较的结果显示了差别较大，则必须忽略记录在后面的记 录条件，需要确定最佳记录条件，而信息记录和再现设备本身使用图16或18中写入的驱动 器测试区域DRTZ进行试写。 如上所述，必须快速确定是否使用记录在后面的记录条件或忽略该信息并开始在 进行试写时查找最佳记录条件。如图23A和23B所示，从其中已经确定条件的有关光学系 统的条件信息放置在其中已经记录推荐的记录条件的位置的前面一个位置，这会产生能够 读取边缘强度信息然后可以以高速度确定是否可以应用放在后面的记录条件的效果。
如上所述，利用本实施例，书面标准被分成当内容改变较大时其版本也改变的版 本册子和根据记录速度等等的细微的变化而修改的修订本册子。每次记录速度提高时，只 发行其中只更新了修订本的修订本册子。因此，由于修订号不同，修订本册子中的记录条件 也改变。如此，有关记录条件(写入策略)的信息根据修订本主要记录在第512字节到第 2047字节中的唯一可设置的信息内容264中。从图23A和23B中可以看出，不仅在类型彼 此不同的可重写和可记录信息存储介质中，而且在相同类型的介质中，如果修订本不同，根 据修订本的第512字节到第2047字节中的唯一可设置的信息内容264允许每一个字节位 置中的记录的信息内容的含义彼此不同。 峰值功率、第一偏压功率、第二偏压功率，以及第三偏压功率的定义与图19中定 义的功率值一致。图23A和23B中的第一脉冲的结束时间表示图19中定义的T，。多脉冲 间隔表示图19中定义的TMP。图23A和23B中的最后一个脉冲的起始时间表示图19中定 义的Tsu>。 2T标记的第二偏压功率的周期表示图19中定义的lYc。 图24显示了记录在第4字节到第15字节中的数据区DTA的位置的详细信息的比 较。数据区DTA上的起始位置信息被均匀地记录，不管介质类型如何，也不管是否使用物理 格式信息PFI或R物理格式信息R_PFI。数据区DTA上的终点位置信息被作为指出信息记 录和再现设备中的终点位置的信息来记录。 如图12A、图12B所示，在可重写信息存储介质中，其物理扇区号是最大的位置位
于槽纹区域中。槽脊区域中的有关数据区DTA的终点位置信息记录在那里。 在可记录信息存储介质上的物理格式信息PFI中，记录用户数据的另外可记录范
围上的最后的位置信息。例如，在图18B(e)中，位置信息表示点4紧前面的位置。 相反，在可记录信息存储介质上的R物理格式信息R_PFI中，记录相关边界区域
BRDA中的记录的数据中的最后的位置信息。
此外，在只再现信息存储介质中，还记录有关"第0层"(当从再现光学系统查看时 的前面的那一层)中的最后一个地址的信息。在可重写信息存储介质中，还记录槽脊区域 的起始位置和槽纹区域的起始位置之间的差值。 如图16(c)所示，记录管理区域RMZ存在于数据引入区域DTLDI中。然后，如图 21B(d)所示，其副本信息还作为记录在"边界外"BRDO中的记录管理区域RMZ中的内容上 的副本信息C—RMZ存在。如图17A(b)所示，在记录管理区域RMZ中，作为一个物理段块大 小，记录相同数据大小的记录管理数据RMD。每次更新记录管理数据RMD的内容时，将更新 的新记录管理数据RMD添加在后面。图25到30显示了记录管理数据RMD的一个项目的详 细数据结构。记录管理数据RMD进一步分成小的RMD字段信息RMDF，其中一个片段为2048 个字节大小。 记录管理数据RMD中的开头2048个字节被分配给预留区。 在由下面的2048个字节构成的RMD字段0中，记录管理数据格式代码信息、指出 当前介质是否(1)处于未记录状态，(2)在结束之前被记录，或(3)在结束之后，是否按顺 序提供唯一光盘ID(光盘标识信息)、数据区DTA和最新的(更新的)数据DTA上的位置信 息，记录管理数据RMD上的位置信息的介质状态信息。在数据区DTA上的位置信息中，数据 区DTA上的起始位置信息和初始化时用户数据的可记录范围204上的最后的位置信息(此 信息指出图18A(d)的实施例中的点13的紧前面的位置)，作为指出初始状态下的用户数据 的另外可记录范围204(图18A(d))的信息来记录。 如图18B(e)和(f)所示，本实施例的特征在于，在用户数据的另外可记录范围204 中可以设置扩展的驱动器测试区域EDRTZ和扩展的备用区ESPA(图127中的点(E2))。然 而，这样的扩展使用户数据的另外可记录的范围205更窄。本实施例的特征在于，相关的信 息记录在"最新的(更新的)数据区DTA上的位置信息"中，以防止用户数据被错误地另外 记录在扩展区域EDRTZ和ESPA中。具体来说，从标识扩展的驱动器测试区域EDRTZ是存在 还是不存在的信息中，可以看出是否已经添加扩展的驱动器测试区域EDRTZ。从标识扩展的 备用区ESPA是存在还是不存在的信息中，可以看出是否已经添加扩展的备用区ESPA。
此外，如图25到30所示，RMD字段0中的最新的(更新的)数据区DTA上的位置 信息中记录的最新的用户数据的可记录范围205的最后的位置作为记录管理数据RMD中管 理的用户数据的另外可记录的范围205上的可记录范围信息来存在(图127中的点[E])， 使得图18B(f)中的用户数据的另外可记录的范围205可以被立即找到，这样便可以以高 速度检测将来可记录的未记录区域的大小(或未记录区域的剩余量)。这产生了这样的效 果通过根据用户设置的编程记录时间，设置最佳记录的传输速率，使得用户设置的编程记 录时间被以可能的最高图像质量记录到介质中而不会有任何遗漏。在图18A(d)的实施例 中，"最新的用户数据的可记录范围205的最后的位置"表示点4紧前面的位置。作为另 一个实施例，这些位置信息片段可以写入在ECC块地址编号中，而不是将它们写入在物理 扇区号中(图127中的点(El))。如稍后所描述的，在实施例中，32个扇区构成了一个ECC 块。因此，位于特定ECC块的头部的扇区的物理扇区号的低阶5个位与位于相邻ECC块的 开始位置处的扇区的扇区号一致。 当物理扇区号如此设置，以便位于ECC块的头部的扇区的物理扇区号的低阶5个 位是"00000"，存在于同一个ECC块中的所有扇区的物理扇区号的低阶第6位和稍后的位的值彼此一致。因此，通过去除存在于同一个ECC块中的扇区的物理扇区号的低阶的5个位 并只提取低阶第6位和后面的位中的数据而获得的地址信息被定义为ECC块地址信息(或 ECC块地址编号)。如稍后所描述的，由于通过摆频调制预先记录的数据段地址信息(或物 理段块号信息)与ECC块地址一致，ECC块地址编号中的记录管理数据RMD中的写入位置 信息产生下列效果 (1)使对未记录区域的访问更快 原因是，由于记录管理数据RMD中的位置信息单元与通过摆频调制预先记录的数
据段地址的信息单元一致，这使得计算差值变得比较容易。
(2)可以使记录管理数据RMD中的管理数据大小更小 原因是，写入地址信息所需的位的数量每个地址可以节省5个位。 如稍后所描述的，一个物理段块长度与一个数据段长度一致。在一个数据段中，记
录一个ECC块的用户数据。因此，以"ECC块地址编号"、"ECC块地址"、"数据段地址"、"数
据段编号"、"物理段块号"等等来表达地址。所有这些表达都是同义的。 如图25到30所示，在RMD字段0中的记录管理数据RMD上的位置信息中，有关其
中可以按顺序另外记录"记录管理数据"RMD的记录管理区域RMZ的设置大小信息记录在
ECC块或物理段块中。如图17A(b)所示，由于一个记录管理区域RMZ记录是以物理段块为
基础来进行记录的，从该信息可以看出，更新了特定次数的记录管理数据RMD可以另外记
录在记录管理区域RMZ中。然后，记录"记录管理区域"RMZ中的当前记录管理数据编号。这
意味着，有关记录管理数据RMD的项目的数量的信息已经记录在记录管理区域RMZ中。例
如，在图17A(b)中，假设信息存在于记录管理数据RMDft2中。由于信息是记录管理区域RMZ
中记录的记录管理数据RMD第二，因此，在此字段中记录值"2"。然后，记录有关记录管理区
域RMZ的剩余量的信息。该信息表示有关进一步可添加在记录管理区域RMZ中的记录管理
数据RMD的项目的数量的信息。该信息写入在物理段块中(二ECC块二数据段)。在三种
信息类型之间存在下列关系 [[RMZ的设置大小信息]=[当前记录管理数据编号]+ [RMZ的剩余量]
实施例的特征在于，有关已经被记录管理数据RMD使用的记录管理区域RMD的 量的信息或有关剩余量的信息记录在记录管理数据RMD中的记录区域中(图127中的点 (E7))。 例如，当一次将所有信息都记录到单个可记录信息存储介质上时，记录管理数据 RMD必须只记录一次。为通过细微地将用户数据重新编码到单个可记录信息存储介质上 (或另外将用户数据记录到图18B(f)中的用户数据的另外可记录的范围205)而反复地进 行记录，每次进行额外的写入时更新的记录管理数据RMD都必须另外被记录。在此情况下， 当频繁地另外记录记录管理数据RMD时，图17A(b)的未记录的区域206用完。如此，信息 记录和再现设备必须处理此问题。将有关记录管理区域RMZ的已经被记录管理数据RMD使 用的量或剩余量的信息记录到记录管理数据RMD中的记录区域中，使得预先发现已经无法 向记录管理区域RMZ另外进行记录成为可能，这使得信息记录和再现设备及早地处理该问 题。 随着从图18B(e)移到图18B (f)，本实施例的特征在于，能够以这样的方式设置数 据引出区域DTLDO，以便它包括扩展的驱动器测试区域EDRTZ(图127中的点(E4))。此时，数据引出区域DTLDO的起始位置从图18B(e)中的点P变为点e 。为管理这种情况，在如 图25到30所示的RMD字段0中的最新的(更新的)数据区DTA上的位置信息中提供了其 中将要记录有关数据引出区域DTLDO的起始位置的信息的字段。如上所述，驱动器测试(试 写)记录在基本上可以在数据段(ECC块)中扩展的簇中。因此，在ECC块地址编号中写入 了有关数据引出区域DTLDO的起始位置的信息。作为另一个实施例，在第一ECC块的开始 处的物理扇区的物理扇区号、物理段块号、数据段地址或ECC块地址中可以写入有关起始 位置的信息。 在RMD字段1中，记录有关已经将数据记录到兼容介质中的信息记录和再现设备 的历史信息。根据信息264(图23A和23B)中的可以根据修订本唯一地设置的所有记录条 件信息的格式，写入了每一种信息记录和再现设备的制造商标识信息、以ASCII码写入的 序列号和型号、有关使用驱动器测试区域调整记录功率的日期的信息，以及进行附加记录 的记录条件的信息。 RMD字段2是对用户可用的区域。在RMD字段2中，用户可以记录有关已记录的 (或要记录的)内容的信息。 在RMD字段3中，记录有关每一个边界区BRDZ的起始位置的信息。即，如图25到 30所示，在物理扇区号中写入了有关第一"边界外"到第五十"边界外"BRD0的起始位置的信息。 例如，在图21A(c)的实施例中，第一"边界外"BRDO的起始位置表示点n的位置， 第二"边界外"BRDO的起始位置表示点e的位置。 在RMD字段4中，记录有关扩展的驱动器测试区域的位置信息。记录图16(d)的 数据引入区域DTLDI中的驱动器测试区域DRTZ中的已经用于试写的位置的最后的位置信 息，以及图18A(d)到图18B(f)的数据引出区域DTLDO中的驱动器测试区域DRTZ中的已经 用于试写的位置的最后的位置信息。驱动器测试区域DRTZ从内边缘端(或从小的物理扇 区号)朝着外边缘的方向(在物理扇区号增大的方向)按顺序用于进行试写。用于进行试 写的位置的单元是簇，这也是稍后描述的附加记录的单元。因此，当在ECC块地址编号或在 物理扇区号中写入了已经用于试写的位置的最后的位置信息时，也写入用于试写的ECC块 的末尾处的物理扇区的物理扇区号。由于当进行下一次试写时已经向曾经用于试写的位置 进行了记录，因此，在已经用于试写的最后的位置后面进行试写。因此，使用驱动器测试区 域DRTZ中的已经用于试写的最后的位置信息(=已经使用的驱动器测试区域DRTZ的量) (图127中的点(E5))，信息记录和再现设备不仅能立刻找到将开始试写的位置，而且还能 根据该信息判断驱动器测试区域DRTZ中是否有可以进行试写的空白空间。
在数据引入区域DTLDI中的驱动器测试区域DRTZ中，记录有关可以进行额外的写 入的区域大小的信息或指出驱动器测试区域DRTZ是否已经用完的标志信息，以及有关数 据引出区域DTLDO中的驱动器测试区域DRTZ中可以额外的写入的区域大小的信息或指出 驱动器测试区域DRTZ是否已经用完的标志信息。由于数据引入区域DTLDI中的驱动器测试 区域DRTZ的大小和数据引出区域DTLDO中的驱动器测试区域DRTZ的大小是已知的，因此， 可以只根据有关数据引入区域DTLDI中的驱动器测试区域DRTZ中的或数据引出区域DTLDO 中的驱动器测试区域DRTZ中的已经用于试写的位置的最后的位置的信息判断驱动器测试 区域DRTZ中的可以进一步进行额外的写入的区域的大小(或剩余量)。然而，在记录管理数据RMD中具有此信息(图127中的点(E5))使得驱动器测试区域DRTZ的剩余量立即可以知道，这样可以縮短判断是否设置新的扩展的驱动器测试区域EDRTZ所需的时间。
作为另一个实施例，在此字段中，可以记录指出驱动器测试区域DRTZ是否已经用完的标志信息代替有关在驱动器测试区域DRTZ中可以进一步进行额外的写入的区域的大小(剩余量)的信息。当设置了使得区域DRTZ已经用完的事实被立刻知道的标志时，这就消除了错误地在此区域中进行试写的可能性。 在RMD字段4中，记录有关扩展的驱动器测试区域EDRTZ中的额外的设置的数量的信息。在图18B(e)的实施例中，由于设置了扩展的驱动器测试区域1EDRTZ1和扩展的驱动器测试区域2EDRTZ2，因此，"扩展的驱动器测试区域EDRTZ的额外的设置的数量=2"。此外，在字段4中，记录有关每一个扩展的驱动器测试区域EDRTZ的范围信息和有关已经用于试写的范围的信息。如上所述，当使扩展的驱动器测试区域的位置信息能够在记录管理数据RMD中进行管理时(图127中的点(E6))，这不仅可以多次设置扩展的驱动器测试区域EDRTZ的扩展，而且还可以管理通过更新可记录信息存储介质中的记录管理数据RMD的附加记录而添加的扩展的驱动器测试区域EDRTZ上的位置信息。因此，可以消除将扩展的驱动器测试区域EDRTZ错当作用户数据的另外可记录的范围204(图18A(d))并在扩展的驱动器测试区域EDRTZ上写入用户数据的可能性。 如上所述，由于试写是在簇(或ECC块)中进行的，因此，根据ECC块地址指定每一个扩展的驱动器测试区域EDRTZ的范围。在图18B(e)的实施例中，有关首先设置的扩展的驱动器测试区域EDRTZ的起始位置的信息指出点Y ，因为扩展的驱动器测试区域1EDRTZ1是首先设置的。有关首先设置的扩展的驱动器测试区域EDRTZ的终点位置的信息对应于点P紧前面的位置。位置信息写入在ECC块地址编号或物理扇区号中。 在图25到30的实施例中，显示了有关扩展的驱动器测试区域EDRTZ的终点位置的信息，可以写入有关扩展的驱动器测试区域EDRTZ的大小的信息代替终点位置信息。在此情况下，首先设置的扩展的驱动器测试区域1EDRTZ1的大小为"13 _ Y "。此夕卜，在ECC块地址编号或物理扇区号中也写入了有关已经用于在首先设置的扩展的驱动器测试区域EDRTZ中进行试写的区域的最后的位置的信息。然后，记录有关在首先设置的扩展的驱动器测试区域EDRTZ中可以进一步进行额外写入的区域的大小(或剩余量)的信息。由于从上述信息知道了扩展的驱动器测试区域1EDRTZ1的大小和已经使用的区域的大小，可以进一步进行额外的写入的区域的大小(或剩余量)是自动确定的。然而，提供此字段(图127中的点(E5))可以立刻发现当前驱动器测试区域在执行新的驱动器测试(试写)时是否足够，从而縮短确定扩展的驱动器测试区域EDRTZ的额外的设置所需的时间。此字段可以记录有关可以进一步进行额外的写入的区域的大小(或剩余量)的信息。作为另一个实施例，在此字段中可以设置指出扩展的驱动器测试区域EDRTZ是否已经用完的标志信息。当设置了使得区域EDRTZ已经用完的事实被立刻知道的标志时，这就消除了在此区域中进行试写的可能性。 下面将说明在图1的信息记录和再现设备中设置新的扩展的驱动器测试区域EDRTZ和进行试写的方法。 (1)可记录信息存储介质安装在信息记录和再现设备中。 (2)信息记录和再现部分141再现在脉冲切割区BCA中形成的数据并将再现的数据发送到控制部分143。控制部分143对传输的信息进行解密，并判断是否进入下一个步骤。 (3)信息记录和再现部分141再现系统引入区域SYLDI中的控制数据区CDZ中记录的信息，并将再现的信息传输到控制部分143。 (4)控制部分143将确定推荐的记录条件时边缘强度的值(在图23A和23B的第194字节和第195字节中)与信息记录和再现部分141中使用的光学头的边缘强度的值进行比较，并确定进行试写所需的区域的大小。 (5)信息记录和再现部分141再现记录管理数据中的信息，并将再现的信息发送到控制部分143。控制部分对RMD字段4中的信息进行解密，并判断在项目(4)中确定的试写所需的区域的大小是否有余量。如果有余量，信息记录和再现部分141进入项目(6)。如果没有余量，则它进入项目(9)。 (6)根据要在RMD字段4中进行试写时所使用的驱动器测试区域DRTZ或有关扩展的驱动器测试区域EDRTZ中的用于试写的位置的最后的位置的信息，确定这一次将进行试写的位置。 (7)从项目(6)中确定的位置开始，在项目(4)中确定的大小上进行试写。
(8)由于用于通过项目(7)中的过程进行试写的位置增大，其中已经更新了有关已经用于试写的位置的最后的位置的信息的记录管理数据RMD临时存储在存储器部分175。然后，控制进入项目(12)。 (9)信息记录和再现部分141读取记录在RMD字段0中的有关"最新的用户数据的可记录范围205的最后的位置"的信息或记录在有关图24的物理格式PFI中的数据区DTA的位置的信息中的"有关用户数据的另外可记录的范围的最后的位置的信息"。控制部分143设置新设置的扩展的驱动器测试区域EDRTZ的范围。 (10)根据项目(9)的结果，记录在RMD字段O中的有关"最新的用户数据的可记录范围205的最后的位置"的信息被更新。同时，RZMD字段4中的扩展的驱动器测试区域EDRTZ的额外的设置的数量增大1 (或额外的设置的数量增大1)。然后，通过进一步添加有关新设置的扩展的驱动器测试区域EDRTZ的开始/终点位置的信息而获得的记录管理数据RMD临时存储在存储器部分175中。
(11)控制从项目(7)进入项目(12)。 (12)在由于项目(7)中的试写而获得的最佳重新编码条件下，需要的用户信息被另外记录在用户数据的另外可记录范围205中。 (13)通过项目(12)中新创建的R区域的开始/终点位置上的另外的记录信息(图27)而更新的记录管理数据RMD临时存储在存储器部分175中。 (14)控制部分143进行控制，以便信息记录和再现部分141可以将临时存储在存储器部分175中的最新的记录管理数据RMD另外记录到记录管理区域RMZ中的未记录区域206(例如，图17A(b))。 如图27所示，在RMD字段5中记录着扩充备用区ESPA上的位置信息。在可记录信息存储介质中，备用区是可扩充的。使用记录管理数据RMD管理备用区中的位置信息。在图18B(e)的实施例中，由于设置了第一扩充备用区ESPA1和第二扩充备用区ESPA2，所以在RMD字段5中首先设置的"附加设置的扩充备用区ESPA数目"是"2"。设定的第一扩充
49备用区ESPA起始位置的信息对应于点o的位置，设定的第一扩充备用区ESPA结束位置的信息对应于恰好在点Y位置之前的位置，设定的第二扩充备用区ESPA起始位置的信息对应于点l的位置，设定的第一扩充备用区ESPA结束位置的信息对应于恰好在点e位置之前的位置。 在图27的RMD字段5中，记录着缺陷管理信息。在图27中RMD字段5的第一列中，记录着数据导入区DTLDI邻近的备用区替换所用的ECC块数目或者物理段块数目的信息。在所述实施例中，在用户数据的附加可记录范围204中发现的缺陷区替换在ECC块中。如后所述，由于组成一个ECC块的一个数据段记录在一个物理段块中，所以已经执行的替换数目等于ECC块数目(或物理段块数目、数据段数目)。因此，写入在所述列中的信息表示在ECC块、物理段块或数据段中。 对可记录信息存储介质，在备用区SPA或扩充备用区ESPA中，往往以ECC块地址号增加的顺序使用若干区域做替换处理，从内缘开始。因此，在另一个实施例中，所述ECC块地址号可以写入这一列中作为替换所用区域最后位置的信息。如图27所示，在每个设定的第一扩充备用区ESPA1和设定的第二扩充备用区ESPA2中，存在着保持类似信息所用的字段("在设定的第一扩充备用区ESPA中已经用于替换之ECC块数目的信息、物理段块数目的信息或替换所用区域最后位置的信息(ECC块地址号)"以及"在设定的第二扩充备用区ESPA中已经用于替换之ECC块数目的信息、物理段块数目的信息或替换所用区域最后位置的信息(ECC块地址号)")。使用这些信息，获得以下效果 (1)当执行以下替换处理时，立即获知将要为用户数据的附加可记录范围205中发现之缺陷区域新设定的备用区。 恰好在替代所用区域的最后位置之后实行替换。 (2)计算了备用区SPA或扩充备用区ESPA的剩余量，从而判断是否需要设置新的扩充备用区ESPA(剩余量是否不足)。 由于数据导入区DTLDI邻近的备用区SPA的尺寸预先已知，如果在备用区SPA中已经用于替换的ECC块数目信息存在，就能够计算备用区SPA的剩余量。然而，如果提供的帧中记录可用于未来替换的未用区域中ECC块数目的信息(或备用区SPA的剩余量信息)或物理段块数量的信息，就能够立即获知剩余量，縮短了判断是否需要进一步设置扩充备用区ESPA所需的时间。同理，提供的帧中能够记录"设定的第一扩充备用区ESPA的剩余量信息"和"设定的第二扩充备用区ESPA的剩余量信息"。这个实施例使得备用区SPA可以在可记录信息存储介质中扩充，并且在记录管理数据RMD中管理其位置信息。如图18B(e)所示，在用户数据的附加可记录范围204中的任意起始位置，可以根据需要设置任意尺寸的第一、第二扩充备用区ESPA1、ESPA2。因此，在RMD字段5中记录着扩充备用区ESPA的附加设置数目的信息，从而有可能设置设定的第一扩充备用区ESPA的起始位置信息和设定的第二扩充备用区ESPA的起始位置信息。这些起始位置信息以物理扇区号或ECC块地址号写入，代表物理段块号或数据段地址。在图25至图30的实施例中，"设定的第一扩充备用区ESPA的结束位置信息"和"设定的第二扩充备用区ESPA的结束位置信息"已经记录为判断扩充备用区ESPA范围的信息。作为另一个实施例，不是使用这些结束位置信息，而是可以使用ECC块数目、物理段块数目、数据段数目或物理扇区的数目记录扩充备用区ESPA上的尺寸信息。
在RMD字段6中记录着缺陷管理信息。在这个实施例中，对信息存储介质中记录
的缺陷处理，设计了改进可靠性的方法，以便应对下面两种类型的模式 (1)常规的"替换模式"，其中将要记录在缺陷处的信息记录在备用区中。
(2)"多重模式"，其中同一信息在信息存储介质上不同位置记录两次，以提高可靠性。 如图29所示，在记录管理数据RMD中二级缺陷列表项信息的"缺陷管理过程类型信息"中记录着处理所用模式的信息。二级缺陷列表项信息的内容如下
(1)在替换模式中 缺陷管理过程的类型信息设置为"01"(如同常规DVD-RAM)。"'被替换ECC块的位置信息"表明用户数据的附加可记录范围205中发现为缺陷
处之ECC块的位置信息。将要记录在此处的信息记录在备用区等中，而不在此处。 *"替换用ECC块的位置信息"表明在备用区SPA或者说图18B(e)中第一扩充备
用区ESPA1和第二扩充备用区ESPA2中设定为替换处之ECC块的位置信息。将要记录在用
户数据的附加可记录范围205中发现的缺陷处的信息记录在此处。 (2)在多重模式中 缺陷管理过程的类型信息设置为"10"。 *"被替换ECC块的位置信息"是记录将要记录之信息的非缺陷处的位置信息。在此处记录的信息能够准确再现。 *"替换用ECC块的位置信息"表明对于设定的多重模式在备用区SPA或者说第一扩充备用区ESPA1和第二扩充备用区ESPA2中该处记录的内容与"被替换ECC块的位置信息"中记录的信息一致。 如果在"(1)替换模式"中完成了记录，公知在记录后立即精确地读出信息存储介质上记录的信息。其后有可能由于用户处置不当等导致信息存储介质上有瑕疵或灰尘而无法再现记录的信息。相反，如果在"(2)多重模式"中完成了记录，即使由于用户处置不当导致信息存储介质上具有瑕疵或附着灰尘而无法读出部分信息，在另一部分也已经备份了相同的信息，它显著地改进了再现的可靠性。如果此时无法读出的信息使用备份信息经历"(1)替换模式"的替换过程，将进一步改进可靠性。因此，"(2)多重模式"中的过程，或者"(1)替换模式"中过程和"(2)多重模式"中过程的组合产生了保证记录后高可靠性再现的效果，考虑了对抗瑕疵和灰尘的措施。 不仅如此，在ECC块的位置上写入信息的方法不仅包括在构成ECC块的开始位置写入物理扇区之物理扇区号的方法，而且包括写入ECC块地址、物理段块地址或数据段地址的方法。如后所述，在这个实施例中，适合一个ECC块数据的数据区被称为数据段。物理段块定义为记录数据之处的信息存储介质上的物理单位。 一个物理段块的尺寸与记录一个数据段的区域尺寸相符。 本实施例还具有记录替换过程其获得之缺陷位置信息的机制。这不但使信息存储介质制造商能够在发货前才检验附加可记录范围204的缺陷状态，(在替换过程前)事先记录所发现的缺陷处，而且当用户方的信息记录和再现装置执行初始化过程时，能够检验用户数据的附加可记录范围204的缺陷状态，(在替换过程前)事先记录所发现的缺陷处。替换处理前检测的缺陷位置的指示信息是"存在不存在以备用块替换缺陷块过程的信息"(SLR:线性替换状态)。 (D如果"存在不存在以备用块替换缺陪块过程的信息"SLR是"0"， 在"被替换ECC块的位置信息"中指定的缺陷ECC块将经受替换处理，并且 在"替换用ECC块的位置信息"中指定之处已经记录可再现信息。 (D如果"存在不存在以备用块替换缺陷块过程的信息"SLR是"1"， 在"被替换ECC块的位置信息"中指定的缺陷ECC块表明在替换处理之前检测出
的缺陷块，并且"替换用ECC块的位置信息"的列是空白(或者说未在其中记录信息)。
在信息记录和再现装置将用户数据附加地记录到可记录信息存储介质上时，事先知道缺陷处产生了实时高速地执行最优替换处理的效果。在信息存储介质上记录视频信息等时，必须保证记录的连续性。因此，使用以上信息的高速替换过程很重要。
如果在用户数据的附加可记录范围205中存在缺陷，在备用区SPA和扩充备用区ESPA的特定处执行替换过程。每次执行替换处理都加入一条二级缺陷列表项信息，并且在RMD字段6中记录一组信息缺陷ECC块的位置信息和替换所用ECC块的位置信息。如果在用户数据的附加可记录范围205中重复附加记录新用户数据时发现了新的缺陷处，就执行替换过程，其结果是二级列表项信息的条数增加。如图17A(b)所示，在图17A(b)中记录管理域RMZ的未记录区域206中，附加记录记录管理数据RMD，其中二级列表项信息的条数已经增加，从而使缺陷管理信息区域(RMD字段6)能够扩充。使用这种方法有可能改进缺陷管理信息本身的可靠性，其原因如下 (1)记录管理数据RMD能够记录，避免了记录管理域RMZ中的缺陷处。
即使在图17A(b)所示的记录管理域RMZ中，也可能出现缺陷处。在附加记录之后，立即验证记录管理域RMZ中新加入的记录管理数据RMD内容，因而有可能检测由缺陷引起的不可记录状态。在这种情况下，再次在邻近缺陷之处写入记录管理数据RMD，使记录管理数据RMD得以记录，保证高可靠性。 (2)即使因为信息存储介质表面的裂缝而不能再现先前的记录管理数据RMD，也能够进行某种程度上的备份。 例如，在图17A(b)中，假定在已经记录记录管理数据RMDft2之后，信息存储介质的表面由于用户的错误被损坏，不能再现记录管理数据RMD#2。在这种情况下，改为再现记录管理数据RMD#1，因而有可能在某种程度上，恢复先前的缺陷管理信息(RMD字段6中的信息)。 RMD字段6上的尺寸信息记录在RMD字段6的起点。字段尺寸是变量，因而有可能扩充缺陷管理信息区(RMD字段6)。每个RMD字段都已经设定为2048字节的尺寸(等价于一个物理扇区的尺寸)。如果在信息存储介质中缺陷的数目大，替换处理的数目增加，因而二级缺陷列表信息的尺寸增大，因此不适合2048字节的尺寸(等价于一个物理扇区的尺寸)。考虑到该情况，可以将RMD字段6设定为2048字节尺寸的倍数(或能够在数个扇区上记录)。换言之，当"RMD字段6的尺寸"已经超过2048字节时，就将包含数个物理扇区的区域分配给RMD字段6。 在二级缺陷列表信息SDL中，不仅记录二级缺陷列表项信息，而且记录指示二级缺陷列表信息SDL的开始位置的"二级缺陷列表标识信息"，以及指示二级缺陷列表信息SDL重写次数的有关计数信息的"二级缺陷列表更新计数器(更新计数信息)"。由"二级 缺陷列表项的数目信息"，就知道了整个二级缺陷列表信息SDL的数据尺寸。
在用户数据的附加可记录范围205中，按照R区域已经逻辑地记录用户数据。确 切地说，用户数据的附加可记录范围205中为记录用户数据而保留的部分称为R区域。根 据记录条件，R区域划分为两种类型的R区域。 一种类型的R区域可以进一步地记录附加 用户数据，称为开放R区域。另一种类型的R区域无法加入更多的用户数据，称为完成R区 域。用户数据的附加可记录范围205中不能有三个或更多的开放R区域。换言之，在用户 数据的附加可记录范围205中最多只能设定两个开放R区域。在用户数据的附加可记录范 围205中，两种类型R区域都未设置之处，即没有(为两种类型R区域之一 )保留为记录用 户数据之处，称为不可见(未指定)R区域。当在用户数据的所有附加可记录范围205中都 已经记录用户数据而不能再加入时，就没有不可见R区域了 。 在RMD字段7中，记录多达第254个R区域的位置信息。在RMD字段7起点处记 录的"R区域总数信息"表示在用户数据的附加可记录范围205中逻辑地设定的不可见R区 域数目、开放R区域数目以及完成R区域数目的总和。然后，记录第一个开放R区域数目信 息和第二个开放R区域数目信息。如上所述，由于用户数据的附加可记录范围205不能有 三个或更多的开放R区域，记录"1"或"0"(当不存在第一个或第二个开放R区域时)。下 一步，以物理扇区号写入第一个完成R区域的起始位置和结束位置信息。然后，以物理扇区 号逐个写入第2个至第254个完成R区域中每个的起始位置和结束位置信息。
在RMD字段8及之后，以物理扇区号逐个写入第255和后面的完成R区域的起始 位置和结束位置信息。根据完成R区域的数目，可以写入多达RMD字段15 (或多达2047个 完成R区域)。 图121、图122A和图122B显示了图29和图30所示记录管理数据RMD数据结构的 另一个实施例。 在图121、图122A和图122B的实施例中，在单一可记录信息存储介质上能够设定 多达128个边界区BRDA。所以，在RMD字段3中记录从第1个至第128个边界外BRDO的起 始位置信息。如果只在部分RMD字段3中(或者在128个或更少的边界外中)设定边界区 BRDA，就把"00h"设定为接续的边界外的起始位置信息。这就有可能仅仅通过检查在RMD 字段3中已经记录的边界外BRDO的起始位置信息容量而获知可记录信息存储介质上已经 设定的边界区BRDA数目。 在图121、图122A和图122B的实施例中，在单一可记录信息存储介质上能够设定 多达128个扩充记录管理域RMZ。如上所述，有如下两种类型的记录管理域RMZ :
(1)在边界内BRDI中设定的扩充记录管理域RMZ
(2)使用R区域设定的扩充记录管理域RMZ 在图121、图122A和图122B的实施例中，RMD字段3中记录(以物理扇区号表达 的)扩充记录管理域RMZ起始位置以及尺寸信息(或占用物理扇区数目信息)的一组信息 而不区分两种类型，从而进行管理。虽然在图121、图122A和图122B的实施例中已经记录 (以物理扇区号表达的)扩充记录管理域RMZ起始位置以及尺寸信息(或占用物理扇区数 目信息)的一组信息，但是本发明不限于此。例如，也可以记录(以物理扇区号表达的)扩 充记录管理域RMZ起始位置以及(以物理扇区号表达的)结束位置的一组信息。虽然在图121、图122A和图122B的实施例中扩充记录管理域RMZ已经以其在可记录信息存储介质上 设定的顺序编号，但是本发明不限于此。例如，也能够以起始位置的形式中物理扇区号增大 的次序，对扩充记录管理域RMZ编号。 然后，记录最新的记录管理数据RMD，使用扩充记录管理域RMZ号，指定正在使用 的记录管理域(使其开放并且使得RMD能够附加记录)(图134中的要点(L13))。所以，信 息记录和再现装置或信息再现装置从这些信息获知正在使用中记录管理域(已经开放)的 起始位置信息，并且基于该信息，识别最新的记录管理数据RMD (图134中的要点(L13 a ))。 即使扩充记录管理域分布在可记录信息存储介质上，也能够使用图121、图122A和图122B 的数据结构，使信息记录和再现装置或者信息再现装置容易地识别出最新的记录管理数据 RMD。从这些信息获知正在使用中记录管理域(已经开放)的起始位置信息，访问此处使得 有可能获知已经记录的记录管理数据RMD数量(图134中的要点(L13P))，它能够使信息 记录和再现装置或者信息再现装置容易地获知所更新的最新记录管理数据RMD记录在何 处。不仅如此，使用(2)使用R区域设定的扩充记录管理域RMZ时，一个R区域整体直接对 应一个扩充记录管理域RMZ。所以，表示RMD字段3中写入之对应的扩充记录管理域RMZ起 始位置的物理扇区号，与表示RMD字段4至21中写入之对应的R区域起始位置的物理扇区 号一致。 在图121、图122A和图122B的实施例中，在单一可记录信息存储介质上，能够设 定多达4606 (4351+255)个R区域。这些设定的R区域的位置信息记录在RMD字段4至21 内。每个R区域的起始位置信息都以物理扇区号表示，同时它的记录方式使得它与每个R区 域中表示最后记录位置的物理扇区号LRA(最后记录的地址)配对。虽然在记录管理数据 RMD中写入R区域的顺序，就是在图121、图122A和图122B实施例中设置R区域的顺序，本 发明不限于此。例如，可以按表示起始位置信息的物理扇区号增大顺序设置它们。当对应 的编号尚未设置R区域时，在这个字段中设置"00h"。在单一可记录信息存储介质中设定R 区域的总数已经写入RMD字段4。此总数表示为未完成R区域(不为数据区DTA中数据记 录而保留的区域)的数目、开放R区域(有能够附加记录之未记录区域的R区域)的数目 以及完成R区域数目(没有能够附加记录之未记录区域的完成R区域)的总和。此总数等 于未完成R区域的序号。 在图121、图122A和图122B的实施例中，可以设置多达两个能够附加记录的开放 R区域(图132A和132B中的的要点(L5))。由于可以设置多达两个开放R区域，这使得有 可能不仅把需要连续记录和再现的视频信息和音频信息记录到一个开放R区域中，而且把 视频信息和音频信息的管理信息以及个人电脑等使用的一般信息即文件系统管理信息记 录到另一个开放R区域中。换言之，根据将要记录之用户数据的类型，能够将用户数据记录 到分开的开放R区域中。这改进了记录和再现AV信息(视频信息和音频信息)时的便利。 在图121、图122A和图122B的实施例中，由布置在RMD字段4至21中的R区域位置号指定 哪个R区域是开放R区域。换言之，由第一个和第二个开放R区域中每一个对应的R区域 号指定哪个R区域是开放R区域(图134中的要点(L14))。使用这种数据结构能够容易地 搜索开放R区域。如果不存在开放R区域，就在这个字段中记录"00h"。
正如图98中的讲解，R区域的结束位置与完成R区域中最后记录的地址LRA — 致，而在开放R区域中R区域的结束位置不同于R区域中最后记录的地址LRA。在向开放R区域中附加记录用户信息的中间(即将要更新的记录管理数据RMD的附加记录过程完成
之前)，最后记录的地址LRA与能够进一步附加记录的下一个可写地址不一致，正如在图98
的R区域ft3中。然而，在用户信息的附加记录过程已经完成，以及将要更新的最新记录管
理数据RMD的附加记录过程已经完成之后，最后记录的地址LRA与能够进一步附加记录的
下一个可写地址丽A —致，如R区域#4和R区域#5中所示。所以，如果在将要更新的最新
记录管理数据RMD的附加记录过程已经完成之后附加记录新的用户信息，图1的信息记录
和再现装置的控制部件143，根据下面的过程进行处理 (1)检验RMD字段4中写入的开放R区域对应的R区域数目； (2)对表示RMD字段4到21写入的开放R区域中最后记录地址的物理扇区号LRA
进行检验，并确定够附加记录的下一个可写地址丽A ; (3)在确定的能够附加记录的下一个可写地址处，开始附加记录。 如上所述，使用RMD字段4中的开放R区域信息确定新附加记录的起始位置(图
134中的要点(L14a))，从而能够容易地高速提取新附加记录的起始位置。 图123A和图123B显示了图121、图122A和图122B的实施例中RMD字段1的数据
结构。与图15至图30的实施例相比，加入了 (数据导入区DTLDI所属的)驱动器内测试
域DRTZ中已经调整过记录条件之处的地址信息以及(数据导出区DTLDO所属的)驱动器
外测试域DRTZ中已经调整过记录条件之处的地址信息。这些信息以物理段块地址号写入。
不仅如此，在图123A和图123B的实施例中，还加入了记录条件自动调节方法(运行OPC)
信息和记录结束时的最终DSV(数字和值)。 图31示意性地显示了从用户数据以2048字节为单位记录的数据帧结构配置ECC块，增加同步码，然后形成将要记录到信息存储介质上之物理扇区结构的转换过程。在只再现信息存储介质、可记录信息存储介质以及可重写信息存储介质中的每一种都使用这种转换过程。根据各自的转换过程，使用了数据帧、扰频帧、记录帧和记录数据字段等术语。数据帧是记录用户数据之处，包括2048字节的主数据、4字节的数据ID、2字节的ID检错码(IED) 、6个保留字节RSV以及4字节的检错码(EDC)。首先，向(后面讲解的)数据ID加入IED(ID检错码)。6个保留字节和数据帧是要记录用户数据之处。加入了 2048字节的主数据并加入了检错码(EDC)之后，对主数据进行扰频。然后对扰频后的32数据帧应用交叉理德-所罗门纠错码，从而进行ECC编码处理，形成记录帧。记录帧包括外奇偶码(外码奇偶)PO和内奇偶码(内码奇偶)PI。每个奇偶码P0和PI都是为每个由32个扰频帧组成的ECC块产生的纠错码。如上所述，记录帧须经ETM(8-12调制)，从8位数据转换为12个通道位。然后，在以91字节为单位的头部加入同步码SYNC，从而产生32个物理扇区。本实施例的特征在于，32个扇区构成了图31的右下角帧中所写入的一个纠错单位(ECC块)(图128A和128B中的要点(H2))。如后所述，图35或图36的每帧中从"0"至"31"的编号都表示单个物理扇区的编号。32个物理扇区具有从"0"至"31"的编号，总体构成一个大的ECC块。 即使在信息存储介质的表面已经造成了与当代DVD同样长的瑕疵，也要求下一代DVD通过纠错处理而准确地再现信息。在本实施例中，提高了记录密度，志在更大的容量。结果，在常规的ECC块二16扇区的情况下，通过纠错可校正的物理瑕疵长度变得比常规DVD短。正如在本实施例中，使用32个扇区配置一个ECC块产生了以下效果不仅延长了信息存储介质中能够校正之瑕疵的允许长度，而且确保了与现有DVD的ECC块结构的可交换性， 以及格式的连续性。 图32显示了数据帧的结构。数据帧包含2064字节，由172字节X2X6行组成， 其中包括2048字节的主数据。IED代表ID纠错码，表明再现中数据ID信息所用的检错附 加码。REV代表保留，表明将来能够设置信息的保留区。EDC代表检错码，表明对所有数据 帧的检错附加码。 图118显示了图32所示数据ID的数据结构。数据ID由数据帧信息921和数据 帧号信息922组成，数据帧号表示数据帧对应的物理扇区号922。数据帧信息921由下列信息组成 格式类型931-0b :表示CLVlb :表示域配置，跟踪方法932-0b :使用这个实施例中凹坑兼容方式的DPD(差分相位检测)方法lb :使用预槽纹兼容方式的推拉方法或DPP(差分推拉)方法 记录薄膜的反射率933-0b :40%或更高lb :40%或更低 记录类型信息934-Ob :—般数据lb:实时数据(音频视频数据) 区域类型信息935-00b :数据区DTA01b :系统导入区SYLDI或数据导入区DTLDI10b :数据导出区DTLDO或系统导出区SYLDO 数据类型信息936-0b :只再现数据lb :可重写数据 层号937-0b :层0lb:层l图33(a)显示了形成扰频帧时赋予反馈移位寄存器之初始值的实例。图33(b)
显示了形成扰频帧字节所用的反馈移位寄存器的电路结构。图中以8位为单位移动的 r7(MSB)至rO(LSB)用作一个扰频字节。如图33(a)所示，在本实施例中准备了 16个预置 值。图33(a)中的初始预置号等于数据ID中的4位(b7(MSB)至b4(LSB))。当数据帧的扰 频开始时，rl4至r0的初始值必须设定为图33(a)的表中的初始预置值。相同的初始预置 值用于16个连贯数据帧。然后，改变初始预置值，改变后的初始预置值用于16个连贯数据 帧。 提取低8位r7-r0的初始值作为扰频字节SO。其后，执行8位移位。然后提取扰 频字节。这样的操作重复2047次。 图34显示了在本实施例中的ECC块。ECC块由32个连贯的扰频帧组成。在垂直 方向上提供192行+16行，在水平方向上提供(172+10) X2列。每个B。,。， Bl。，…都是一 个字节。纠错码PO和PI分别是行外奇偶和行内奇偶。在本实施例中，配置了使用乘号的 ECC块结构。具体地说，二维地布置将要记录在信息存储介质上的数据。作为纠错附加位， 在"行"的方向上加入了 PI (行内奇偶)，在"列"的方向上加入PO(行外奇偶)。以这种方 式使用乘号配置ECC块结构，有可能通过使用擦除校正处理以及垂直和水平地重复校正处理，保证纠错能力高。 图34中ECC块结构的特征在于，它与常规DVD的ECC块结构不同之处在于同一 "行"中两处设置PI。换言之，图34中间写入的10字节尺寸的PI加入左侧给出的172字 节。具体地说，例如，从B。,172至B。,181的10字节PI加入从B。,。至B。,171的172字节数据。从 Bl172至Bl皿的10字节PI加入从Bl。至Bl171的172字节数据。 图34右侧写入的10字节尺寸的PI加入左面中间给出的172字节。具体地说，例 如，从B。,354至B。,363的10字节PI加入从B。,182至B。,353的172字节数据。
图35是一幅图，有助于讲解扰频帧的布局。(6行X172字节)的单位用作扰频 帧。换言之，一个ECC块由32个连贯的扰频帧组成。此外，本系统把(182字节X207字节 的块)视为一对。L分配给左侧ECC块中每个扰频帧的编号，R分配给右侧ECC块中每个 扰频帧的编号，结果扰频帧的布置如图35所示。换言之，在左侧块中，交替地布置左右扰频 帧。在右侧块中，交替地提供扰频帧。 确切地说，ECC块由32个连贯的扰频帧组成。奇数编号扇区的左半边中的每行被 右半边中的行替换。173X2字节X192行相当于172字节X 12行X32扰频帧，组成数据 区。对172X2列的每个组加入16字节的P0，以形成RS(208，192，17)所用的外码。向右侧 和左侧块中208X2行的每个组加入10字节的PI(RS(182，172，11))。 PI也加入到P0的行 中。帧中的数字指明扰频帧号。后缀R、L分别表明扰频帧的右半边和左半边。
本实施例的特征在于，同一数据帧分布在数个小ECC块上(图128A和128B中的 要点(H))。具体地说，在本实施例中，两个小的ECC块构成一个大的ECC块。同一数据帧 交替地分布在两个小的ECC块上(图128A和128B中的要点(Hl))。如图34中的讲解，中 间写入的10字节尺寸的PI加入其左侧提供的172字节，右端写入的10字节尺寸的PI加 入其左面中间提供的172字节。换言之，从图34左端起的172字节和10个连贯字节的PI 构成左边的小ECC块，中间的172字节和右端10个字节的PI构成右边的小ECC块。依此 设定了图35上每帧中的符号。例如，图35中"2-R"指明数据帧号以及它属于左边和右边 小块中的哪一个(如它属于第二数据帧中的右边小ECC块)。此外，同一物理扇区中的数 据也交替地分布在最终构成的每个物理扇区中右边和左边的小ECC块上。在图18A和18B 中，左半列包括在左边的小ECC块中(图84所示左边的小ECC块A)，右半列包括在右边的 小ECC块中(图84所示左边的小ECC块B)。 如上所述，将同一数据帧分布在多个小ECC块上(图128A和128B中的要点(H))， 改进了物理扇区中数据的纠错能力(图18A和18B)，从而提高了所记录数据的可靠性。例 如，假定光头已经偏离轨道并覆写了所记录的数据，其结果是破坏了一个物理扇区的数据。 在这个实施例中，由于被破坏数据的一个扇区要经历使用两个小ECC块的纠错，减轻了在 一个ECC块中纠错的负担，保证了高性能纠错。不仅如此，在本实施例中，由于即使形成了 ECC块之后也在每个扇区的起始位置都提供数据ID，能以高速检查所访问的数据位置。
图36是有助于说明P0交织方法的示意图。如图36所示，16个奇偶行一个一个地 分布。换言之，16个奇偶行的布置方式为为每两个记录帧提供一个奇偶行。所以，由12行 组成的记录帧包括12行+1行。行交织完成之后，13行X 182字节作为记录帧引用。其结 果是经历过行交织的ECC块由32个记录帧组成。如图35所示，在一个记录帧中，左右块中 各有6行。PO的布置方式为在一行中它位于左边块中(182X208字节)，在另一行中它就
57位于右边块中(182X208字节)。图18A和18B显示了一个完整的ECC块。然而当实际再 现数据时，这样的ECC块连贯地到达纠错部件。为了提高纠错过程的校正能力，已经使用了 图36所示的交织方法。 下面将使用图84详细说明图32中一个数据帧的结构与图36中P0交织方法之间 的关系。在图84中，经历过图36所示P0交织的ECC块结构的上部被放大，并且在放大的 图中，具体地指出了图32所示数据ID、 IED、 RSV、 EDC的位置，使得图32至图36中若干转 换之间的联系一目了然。图84的"0-L"、"0-R"、"l-R"、"l-L"分别对应于图35的"0-L"、 "0-R"、"l-R"、"l-L"。 "O-L"禾P"l-L"表明是只对图32的左半边中主数据即在中心线左边 的172字节和6行的一组数据扰频而获取的数据。同样，"0-R"和"l-R"表明是只对图32 的右半边中主数据即在中心线右边的172字节和6行的一组数据扰频而获取的数据。所 以，如从图32所见，数据ID、 IED以及RSV的布置次序为在"O-L"或"l-L"的第一行(第0 行)中按从第1到第12字节。 在图84中，中心线的左边构成小ECC块A，中心线的右边构成小ECC块B。因此， 如从图84所见，"0-L"禾P"2-L"中包括的数据IDS1、数据ID#2、IED#0、IED#2、RSV#0、RSV#2 包含在左边小ECC块A中。在图35中，虽然"0-L"和"2-L"布置在左边，"0-R"和"2-R" 布置在右边，但是"l-R"和"l-L"的位置颠倒，其结果是"l-L"位于右边，"l-R"位于左边。 由于数据ID#1、 IED#1、RSV#1布置在"1-L"的第一行中从第1到第12字节，所以右边和左 边位置的颠倒的结果使得"1-L"中包括的ID#1、IED#1、RSV#1配置在右边小ECC块B中，如 从图84所见。 在这个实施例中，图84中的"0-L"和"0-R"的组合称为"第0记录帧"，"1-L"和 "1-R"的组合称为"第1记录帧"。记录帧之间的边界由图84的粗线显示。如从图84所见， 数据ID配备在每个记录帧的头部，PO和PI-L配备在每个记录帧的尾部。如图84所示，本 实施例的特征在于，奇号的记录帧不同于偶号的记录帧之处在于包括数据ID的小ECC块， 并且记录帧的接续使得数据ID、 IED和RSV交替地布置在左边小ECC块A和右边小ECC块B 中(图127中的要点(H5))。单个小ECC块的纠错能力有其限度。超过特定数目的随机错 误和超过特定长度突发错误无法受到纠错。如上所述在左边和右边的小ECC块中交替地布 置数据ID、IEC和RSV，能够改进数据ID再现的可靠性。具体地说，即使信息存储介质中出 现了许多缺陷，并且两个小ECC块都无法经历纠错，所以无法ECC块所属的数据ID进行解 码，由于数据ID、 IED和RSV交替地布置在左边小ECC块A和右边小ECC块B中，另一个小 ECC块可以经历纠错，使得剩余的数据ID能够解码。因为数据ID地址信息存在连续性，使 用可解码数据ID上的信息能够交织无法解码的数据ID。其结果是图84的实施例能够提 高存取的可靠性。图84左边括号中的数字指示P0交织后在ECC块中的行号。当向信息存 储介质记录时，以行号的顺序从左到右完成记录。在图84中，由于包括在单独记录帧的数 据ID按规则间隔布置(图128A和128B中的要点(H6))，改进了搜索数据ID位置的能力。
图37显示了物理扇区的结构。图37(a)显示了偶数号物理扇区的结构，图37(b) 显示了奇数号物理扇区的结构。在图37中，每个偶记录的数据字段和奇记录的数据字段中 最后两个同步帧(即最后的同步码是SY3部分及恰在其之后的同步数据，另一个同步码是 SY1部分及恰在其之后的同步数据)中的同步数据区都插入了图36的行外奇偶PO信息。
在偶数号记录数据区的最后两个同步帧中插入了图35所示左P0的一部分，在奇数号记录数据区的最后两个同步帧中插入了图35所示右P0的一部分。如图35所示， 一个ECC块由左边和右边的小ECC块组成。在每个扇区中交替地插入不同PO组(或者属于左边小ECC块的PO或者属于右边小ECC块的PO)的数据。每个图37(a)的偶数号物理扇区结构和图37(b)的奇数号物理扇区结构，在中心线处都分成两部分。左边的"24+1092+24+1092通道位"包括在图34或35中所示左边小ECC块中，右边的"24+1092+24+1092通道位"包括在图34或35中所示右边小ECC块中。 当向信息存储介质记录图37所示物理扇区结构时，是一列一列地连续记录。因此例如，如果向信息存储介质记录图37(a)所示偶数号物理扇区结构中的通道位数据，首先要记录的2232通道位数据包括在左边小ECC块中，下一次要记录的2232通道位数据包括在右边小ECC块中。不仅如此，进一步要记录的2232通道位数据包括在左边小ECC块中。反之，如果向信息存储介质记录图37(b)显示的奇数号物理扇区结构中的通道位数据，首先要记录的2232通道位数据包括在右边小ECC块中，下一次要记录的2232通道位数据包括在左边小ECC块中。不仅如此，进一步要记录的2232通道位数据包括在右边小ECC块中。
如上所述，本实施例的特征在于，使相同的物理扇区以2232通道位为单位，交替地属于两个小ECC块(图128A和图128B中的要点(Hl))。换言之，在右边小ECC块中的数据和在左边小ECC块中的数据，以2232通道位为单位交替地分布，形成物理扇区，从而向信息存储介质记录数据。这就产生了实现抗突发错误结构的效果。例如，考虑以下突发错误状态在信息存储介质的圆周方向已经造成了长瑕疵，多于172字节的数据无法读出。在这种情况下，由于超过172字节的突发错误分布在两个小ECC块上，减轻了一个ECC块中的纠错负担，保证了高性能纠错。 如图37所示，本发明的特征在于，物理扇区的数据结构不同，取决于构成ECC块的物理扇区之物理扇区号是偶数还是奇数(图128A和图128B中的要点(H3))。具体地说，
(1)物理扇区中的最初2232通道位数据所属的小ECC块(左边或右边)不同。
(2)结构为基于扇区，向其交替地插入不同P0组数据。 其结果，即使已经配置ECC块之后，也保证了这种结构所有物理扇区的起始位置都放置了数据ID，使得可能在存取时以高速检查数据位置。不仅如此，以混合的方式向同一扇区插入属于不同小ECC块的P0，简化了 P0插入方法，如图36所示，它不仅使得容易在信息再现装置中的纠错过程之后，一个扇区一个扇区的提取信息，而且简化了在信息记录和再现装置中建立ECC块数据的过程。 在以上介绍的具体实现方法中，使用了 PO交织和插入位置在右边和左边不同的结构(图128A和图128B中的要点(H4))。图36中细双线所示部分或细双线和斜线所示部分指明PO交织和插入位置。在偶数号物理扇区中，在左端插入PO，在奇数号物理扇区中，在右端插入P0。使用这种结构能够使数据ID在物理扇区的起始位置布置，即使在配置ECC块之后，使得可能在访问时以高速检查数据位置。 图38显示了具体模式内容的实施例，其范围从图37所示同步码"SY0"至同步码"SY3"。根据本实施例的调制规则(将在后面详细讲解)，有三种状态，从状态0到状态2。设置4种同步码，从SY0到SY3。根据每种状态，从图38的右边组和左边组选择它们。在目前DVD标准中，使用8/16调制(将8位转换成16通道位)的RLL(2， 10)(游程长度有限d = 2，k= 10:连贯"0"范围的最小值是2，最大值是10)作为调制方法。在调制中设置4种状态，从状态1到状态4，以及8种同步码，从SY0到SY7。与之相比，本实施例减少了同 步码的类型。信息记录和再现装置或信息再现装置在从信息存储介质再现信息时通过模式 匹配方法识别同步码的类型。正如在本实施例中，减少同步码的种类特别有助于减少匹配 所需要的目标模式，它不仅简化了模式匹配所需的过程，改进处理效率，而且改进了识别速度。 在图38中，由"#"所示的位(通道位)表示DSV(数字和值)控制位。如后所述， 确定DSV控制位的方式使DSV控制器压制DC分量(或者说使DSV的数值趋向"0")。这个 实施例的特征在于，同步码包括极性反转通道位"#"(图129A和图129B中的要点(I))。 "ft"的数值能够选择性地设置为"l"或"0"，使得DSV值龍够在广义上趋向"0"，包括把同步 码夹在它们之间的帧数据区(图37的1092通道位区域)。这就产生了能够从广义观点进 行DSV控制的效果。 如图38所示，本实施例的同步码包括以下部分
(1)同步位置检测代码部分 所有同步码都具有公共模式并形成固定的码区。感知这种代码就能够检测出同 步码的位置。确切地说，该代码对应于图38中每个同步码中的最后18个通道位"010000 000000 001001"。 (2)调制转换表选择代码部分 这种代码是可变码区的一部分，并按照调制的状态号而改变。该代码对应于图38 的第一个通道位。换言之，如果选定了状态1或状态2，在SYO至SY3的任何一个中第一个 通道位都是"O"。如果选定了状态0，同步码中的第一个通道位是"1"。作为例外，在状态O 时SY3中的第一个通道是为"O"。
(3)同步帧位置识别代码部分 这是在同步码中识别SYO至SY3所用的代码，并构成可变码区的一部分。该代码 对应于图38中每个同步码中的第一个至第六个通道位，按照检测出的3个连贯同步码的连 续模式，能够检测出同一扇区中的相对位置。
(4) DC压制极性反转代码部分 这种代码对应于图38中"#"位置处的通道位。如上所述，此位经过反转或未经反 转，从而使包括以前和以后帧数据的通道位串的DSV值趋向"0 "。 这个实施例使用调制方法中的8/12调制(ETM :8_12调制)和RLL(l， 10)。换言 之，作出的设置是8位可以转换为12个通道位，转换后连贯"0"范围的最小值(d值)可以 是l，其最大值(k值)可以是10。在本实施例中，使用(1= l使密度高于常规方法。然而 在标记最密集处，再现信号难以获得足够大的振幅。 为了克服这个问题，本实施例的信息记录和再现装置具有如图1所示的PR均衡电 路130和维特比解码器156并使用PRML(部分响应最大似然)技术，从而能够使再现信号 非常稳定。利用k = 10的设置，在调制后的一般通道位数据中，连贯地排列11个或更多的 "0"的可能性不存在。使用这种调制规则，使同步位置检测代码部分具有的模式绝不会出 现在调制后的一般通道位数据中。确切地说，如图38所示，同步位置检测代码部分中具有 12 ( = k+2)个连贯的"O"。信息记录和再现装置或信息再现装置发现这个部分，从而检测 出同步位置检测代码部分的位置。太多的连贯"O"使位移位误差易于发生。为了减轻其不利后果，恰好在同步位置检测代码中太长的"O"串之后提供了少数连贯"0"的模式。在本 实施例中，由于(1= 1，"101"可以设定为对应的模式。如上所述，在"101"处(在模式最密 集处)再现信号难以获得足够大的振幅。所以，代之以"1001"，从而使同步位置检测代码部 分的模式如图38所示。 本实施例的特征在于，如图38所示，同步码中的最后18位独立地用作(1)同步位 置检测代码部分，由(2)调制转换表选择代码部分、(3)同步帧位置识别代码部分以及(4) DC压制极性反转代码部分分享前6个通道位。使(1)同步位置检测代码部分独立于同步码 中的其余部分便利了分别检测，提高了同步位置检测的准确性。使(2)至(4)中的代码部 分分享前6个通道位使得整个同步码的数据尺寸(通道位尺寸)更小，提高了同步数据占 用比例，产生了改进实际数据效率的效果。 这个实施例的特征在于，在图38所示的四个同步码中，仅有SY0置于图37所示扇 区的第一同步帧位置。这就产生了以下效果仅仅通过检测SYO就能够立即确定扇区的开 始位置，把提取扇区开始位置的过程简化了非常多。 本实施例的特征进一步在于，在同一扇区中3个连贯同步码的组合模式全都不 同。 下面讲解的公用调制方法用于只再现、可记录和可重写信息存储介质。
数据字段中的8位数据字由8/12调制(ETM :8_12调制)方法转换为盘片上的通 道位。由ETM方法转换的通道位串满足RLL(l，lO)的游程长度限制，其中通道位lb相距至 少1个通道位，至多10个通道位。 使用图43至图48所示的代码转换表进行调制。转换表列出了数据字"00h"至 "FFh"，对于状态0至状态2中每一种，代码字的12个通道位，以及下一个数据字的状态。
图39显示了调制块的配置。 代码表352根据数据字B (t)和状态S (t)确定代码字X (t)和下一个状态S (t+l) 如下 X(t) = H(B(t) ， S(t)}
S(t+1) = G(B(t) ， S(t)} 其中H为代码字输出函数，G为下一个状态输出函数。 状态寄存器358从代码表352输入下一个状态S (t+l)，并向代码表352输出(当 前)状态S(t)。 代码转换表中的某些12通道位不仅包括"Ob"和"lb"，而且包括星号位"承"和井 号位"#"。 代码转换表中的星号位"*"表示该位是边缘位。转换表中某些代码字具有LSB中 的边缘位。代码连接器354按照边缘位随后的通道位把边缘位设置为或者"Ob"或者"lb"。 如果随后的通道位是"0b"，边缘位就设定为"lb"。如果随后的通道位是"lb"，边缘位就设 定为"0b"。 代码转换表中的井号位"#"表示该位是DSV控制位。DSV控制位确定为由DSV控 制器356执行的DC分量压制控制的结果。 图40所示的代码字并置规则用于拼接从代码表获得的代码字。如果两个相邻的 代码字符合此表中前一代码字和当前代码字表示的模式，这两个代码字就以此表中所示拼
61接后代码字取代。"？"位是"0b"、" lb"和"#"中的任何一种。拼接字中的"？"位分配在不进行替换的前一代码字和当前代码字部分。 代码字的拼接首先应用于前一拼接点。表中并置规则按索引次序应用于各个拼接点。某些代码字进行两次替换，以便与前一代码字和与随后代码字连接。先确定前一代码字的边缘位，再为拼接而进行模式匹配。前一代码字或当前代码字的DSV控制位"#"在代码连接之前和之后按特殊位对待。此DSV控制位既不是"Ob"，也不是"lb"，而是"？"。代码字并置规则不用于把代码字连接到同步代码。为了把代码字连接到同步代码，使用图41所示的并置规则。 调制记录帧时，把同步码插入91字节数据字中每个调制代码字的头部。在同步码之后的状态2处开始调制。调制后的代码字依次向每个转换代码字的头部输出为MSB，并经历NRZI转换，再记录到盘片上。
通过执行DC分量压制控制而确定同步码。 DC分量压制控制(DCC)使NRZI转换调制通道位流中的累加DSV (数字和值"lb"设定为+l，"Ob"设定为-l，进行相加)的绝对值最小化。为了使DSV的绝对值最小化，一种DDC算法控制着在以下情况(a)和(b)中的每种情况下代码字和同步码的选择
(a)选择同步码(参见图38)
(b)为拼接代码字选择DSV控制位"#" 由拼接代码字和同步码的每一个中DSV位的位置处累加DSV的数值确定选择结果。 在调制开始时计算所依据的DSV加到初始值0上。继续加，直至调制已经完成，
DSV不复位。DSV控制位的选择表明起始点是DSV控制位，而且选择使恰好在随后DSV控制
位之前之DSV的绝对值最小化的通道位流。在两支通道位流中，选择其DSV的绝对值较小
者。如果两支通道位流具有相同的DSV绝对值，DSV控制位"#"就设定为"Ob"。 如果考虑到逻辑上可能的情况下计算中的最大DSV， DSV计算的范围必须至少是
±2047。 后文将讲解解调方法。解调器把12通道位的代码字转换为8位的数据字。使用图42所示的分离规则从读出的位流再现代码字。如果两个相邻的代码字与遵从分离规则的模式一致，这两个代码字就以表中所示的当前代码字和随后代码字取代。"？"位是"Ob"、"lb"和"ft"中的任何一种。当前代码字和随后代码字中的"？"位直接分配在不进行替换的读出代码字部分。 分离同步码和代码字之间的边界时不进行替换。 根据图49至图58所示的调制表把代码字转换为数据字。所有可能的代码字都列在该调制表中。"z"可以是从"OOh"至"FFh"范围内的任何数据字。通过观察随后代码字中的4个通道位或者随后同步码的模式，对分离后的当前代码字进行解码
情况1 :随后的代码字以"lb"开始或者随后的同步码是状态0中的SYO至SY2。
情况2 :随后的代码字以"0000b"开始或者随后的同步码是状态0中的SY3。
情况3 :随后的代码字以"01b"、"001b"和"0001b"开始或者随后的同步码是状态1和状态2中的SYO至SY3。 下面将详细讲解图16所示参考代码记录域RCZ中记录的参考代码模式的内容。现有的DVD不仅使用把8位数据转换为16个通道位的"8/16调制"方法作为调制方法，而 且把作为参考代码模式的重复模式"00100000100000010010000010000001"用作调制后记 录在信息存储介质上的通道位串。反之，如图13至图15所示，这个实施例使用ETM调制， 它把8位数据调制为12个通道位，施加RLL(1，10)的游程长度限制，并且在从数据导入区 DTLDI、数据区DTA、数据导出区DTLDO和中间区MDA再现信号时使用PRML方法。所以有必 要对调制规则和PML检测设定最优参考代码模式。根据RLL(l，lO)的游程长度限制，连贯 "O"的数目的最小值是"d = l"，这给出了重复模式"10101010"。如果从代码"1"或"0"至 随后相邻代码的距离是"T"，那么此模式中相邻"1"之间的距离是"2T"。
在这个实施例中，由于信息存储介质具有更高的记录密度，从如上所述信息存储 介质上记录的"2T"的重复模式("10101010")再现的信号处于光头中物镜(在图1的信 息记录和再现部件141中)的MTF(调制传递函数)特征的截止频率附近，结果是几乎没有 获得调制深度(信号振幅)。所以，如果从"2T"的重复模式("10101010")再现的信号用 作信息再现装置或者信息记录和再现装置中电路调整所用的再现信号(如在图5中三通控 制器332中执行的多三通系数初始最优化)，那么噪声影响大，所以稳定效果差。所以，对于 根据RLL(l， 10)的游程长度限制而调制的信号，期望在电路调整中应当使用更密集的"3T" 模式。 如果考虑到再现信号的DSV(数字和值)，DC(直流)值的绝对值与"1 "和随后"1" 之间连贯"O"的数目成正比，而且DC值的结果加到先前的DSV值上。在"l"到达前，所加 入DC值的极性反转。所以，把ETM调制后12通道位串中出现之"1 "的数目设定为奇数并且 把一组12通道位参考代码单元中积累的DC分量以随后一组12通道位参考代码单元中积 累的DC分量补偿的方法与把DSV值设定为连贯参考代码的通道位串延续时"O"的方法相 比，参考代码模式设计的自由度增加了，所以在ETM调制后的12通道位串中DSV值可能变 为"0"。所以在本实施例中，把组成ETM调制后12通道位串的参考代码单元中出现之"1" 的数目设定为奇数。为了实现更高的记录密度，本实施例使用标记边缘记录方法，其中"1" 的位置与记录标记之间或者压纹坑之间的边界位置一致。例如，按照记录条件或压模生产 条件，在"3T"的重复模式("100100100100100100100")延续时，记录标记或压纹坑的长度 与记录标记或压纹坑之间的间隔可能略有差异。使用PRML检测方法时，再现信号的电平值 非常重要。为了稳定准确地检测信号一即使在记录标记或压纹坑的长度与记录标记或压纹 坑之间的间隔可能略有差异时，略微的差异也必须使用电路来校正。所以，如果类似于"3T" 记录标记或压纹坑的"3T"间隔的长度用作调制电路系数的参考代码，这就改进了电路系数 调制的准确性。因为这种原因，当模式"1001001"包括为本实施例中的参考代码模式时，一 定能够布置长度为"3T"的记录标记或压纹坑以及间隔。 电路调制不仅需要密集模式("1001001")，而且需要稀疏模式。所以，如果在经 历了ETM调制的12通道位串中已经去除了"1001001"模式的部分产生了稀疏状态(许多 "0"连贯出现的模式)，而且所出现"1"的数目设定为奇数，参考代码模式所用的最优条件 是图59所示之"100100100000"的重复。为了把调制后的通道位模式变为以上模式，从图 46可见未调制的数据字必须使用调制表设定为"A4h"。 "A4h"(十六进制表达)对应于数 据符号"164"(十进制表达)。 下面将具体讲解根据数据转换规则产生数据的方法。首先，数据符号"164"(=
63"0A4h")设定为上述数据帧结构中的主数据"DO至D2047"。下一步，使用初始预置数"OEh"对数据帧1至数据帧15进行预扰频。使用初始预置数"OFh"对数据帧16至数据帧31进行预扰频。利用预扰频，在遵从数据转换规则完成扰频后，这就产生了双重扰频的效果，结果是数据符号"164"( ="0A4h")原样出现(换言之，双重扰频使模式返回原始形式)。由于所有参考代码(每个都包括32个物理扇区)都经过了预扰频，因而无法进行DSV控制。所以，仅有数据帧0不进行预扰频。在完成扰频并进行了调制之后，图59所示的模式记录在信息存储介质上。 图60显示了以图37的物理扇区结构把通道位数据依次记录在信息存储介质221上的方法。在这个实施例中，无论信息存储介质221的类型如何(只再现/可记录/可重写)，信息存储介质221上记录的通道位数据都具有图60所示的记录数据分级结构。确切地说，ECC块401-能够对数据进行错误检测或错误纠正的最大数据单位一包括32个物理扇区230至241。如图37中的介绍以及图60中的再次显示，同步帧糾420至同步帧#25429包括形成了同步码"SY0"至"SY3"中任何一个(同步码431)的24个通道位的数据，以及具有1092个通道位数据尺寸的同步数据432，置于同步码之间。物理扇区#0 230至#31241中的每一个都包括26个同步帧#0 420至#25 429。如上所述， 一个数据帧包括1116个通道位(24+1092)的数据，如图37所示。(消除了域中同步造成的物理距离变化后)同步帧长度433—信息存储介质221上记录着一个同步帧的物理距离一在整个信息存储介质上几乎不变。 下面将使用图61，讲解本实施例中多种信息存储介质之间数据记录格式的对比。图61 (a)显示了常规只再现信息存储介质DVD-R0M、常规可记录信息存储介质DVD-R以及常规可重写信息存储介质DVD-RW中的数据记录格式。图61(b)显示了本实施例中只再现信息存储介质的数据记录格式。图61(c)显示了本实施例中可记录信息存储介质的数据记录格式。图61(d)显示了本实施例中可重写信息存储介质的数据记录格式。尽管为了对比各个ECC块411至418以相同尺寸显示，但是在图61(a)所示的常规只再现信息存储介质DVD-R0M、常规可记录信息存储介质DVD-R以及常规可重写信息存储介质DVD-RW中16个物理扇区构成一个ECC块，而在图61(b)至图61(d)所示的本实施例中32个物理扇区构成一个ECC块。如图61(b)至图61(d)所示，这个实施例的特征在于，在ECC块#1 411至#8418之间提供了长度与同步帧长度433相同的保护区442至448(图131A和图131B中的要点(K))。 在常规只再现信息存储介质DVD-ROM中，ECC块#1 411至#8418依次记录，如图61(a)所示。如果进行称为受限覆写的附加记录或重写过程，以便确保常规可记录信息存储介质DVD-R和常规可重写信息存储介质DVD-RW以及常规只再现信息存储介质DVD-ROM之间数据记录格式的可交换性，这就造成了问题ECC块的一部分被覆写毁坏，所以再现中数据的可靠性严重受损。反之，正如在本实施例中在数据字段(ECC块)之间提供保护区442至448，把覆写区限制在保护区442至448，产生了防止数据字段(ECC块)中数据被毁坏的效果。 本实施例的特征在于，使保护区442至448中每一个的长度都等于图61所示一个同步帧尺寸的同步帧长度433(图131A和图131B中的要点(Kl))。如图37至图60所示，按1116通道位同步帧长度433的规则间隔布置同步码。图1的同步码位置提取部件145使用此规则间隔提取同步码的位置。在本实施例中，使保护区442至448中每一个的长度 都等于同步帧长度433保持了同步帧间隔不变，即使再现期间保护区442至448被跨越也 是如此。这就产生了再现期间易于检测同步码位置的效果。 不仅如此，在本实施例中，为实现以下目的，在保护区中提供了同步码(同步数 据)(图131A和图131B中的要点(K2)): (1)即使在跨越保护区442至448之处，也使同步码出现频度相等，从而改进了同 步码位置检测的准确性。 (2)使包括保护区442至448之物理扇区的位置确定更加容易。 确切地说，如图63所示，在保护区442至448中每一个的起始位置处形成了后同
步码字段481。在后同步码字段481中，提供了图38所示带有同步码号"1"的同步码"SY1"。
如图37中可见，物理扇区中三个连贯同步码的同步码号组合在所有各处不相同。此外，考
虑到保护区442至448中同步码号"1 "，三个连贯同步码的同步码号组合在所有各处也不相
同。所以，任意区域中三个连贯同步码的同步码号组合有可能不仅确定物理扇区中的位置
信息，而且确定物理扇区中的若干位置，包括保护区的位置。 图63显示了图61所示保护区441至448的详细结构。图60显示了物理扇区的 结构，包括同步码431和同步数据432的组合。这个实施例的特征在于，保护区441至448 中每一个都包括同步码433和同步数据434的组合，以及根据与扇区中同步数据432相同 的调制规则调制的数据置于保护区#3 443的同步数据434区中。 在本发明中，包括32个物理扇区的一个ECC块ft2 412的区域称为数据字段470。
在图63中，VFO(变频振荡器)区471、472用于再现数据区470时使信息再现装 置或信息记录和再现装置中的参考时钟同步。VFO区471、472中记录的数据内容使得根据 后面介绍的公用调制规则调制之前的数据为连贯"7Eh"的重复，调制之后实际记录的通道 位模式是"OIOOOI 000100"的重复(三个连贯"O"的重复模式)。为了获得这种模式，VFO 区471、472中每一个的开始字节必须设定为调制中的状态2。 预同步区477、478指明VFO区471、472与数据区470之间的边界位置。调制后的 记录通道位模式为"100000 100000"的重复(5个连贯"O"的重复模式)。信息再现装置 或信息记录和再现装置检测从VFO区471、472中"OIOOOI OOOIOO"的重复模式至预同步区 477、478中"100000 100000"的重复模式的改变位置，从而知晓数据区470的到达。
后同步码字段481不仅指明数据区470的结束位置，而且指明保护区443的起始 位置。后同步码字段481中的模式与图38所示同步码中"SY1"的模式一致。
额外区482是控制复制及防止未授权复制所用的区域。如果额外区482不用于控 制复制及防止未授权复制，则使用通道位将它全部设定为"0"。 在缓冲区中，调制前数据如同VFO区471、472中是"7Eh"的重复，调制之后实际记 录的通道位模式是"OIOOOI 000100"的重复模式(三个连贯"O"的重复模式)。为了获得 这种模式，VFO区471、472中每一个的开始字节必须设定为调制中的状态2。
如图63所示，其中记录着"SY1"模式的后同步码字段481对应于同步码区433。 从恰好在同步码区433之后额外区482至预同步478的区域对应于同步数据区434。从VFO 区471至缓冲区475的区域(换言之，包括数据区470和数据区470前后保护区一部分的 区域)称为数据段490，它指明的内容不同于后面讲解的"物理段"。图63所示数据中每一项的数据尺寸都表示为调制前数据的字节数。 这个实施例不仅能够使用图63的结构，而且能够使用下面作为另一个实施例介绍的方法。预同步区477布置在VF0区471、472的中间，而不是在VFO区471与数据区470之间的边界处。在所述另一个实施例中，数据块470开始位置处的同步码"SYO"与预同步区477之间的距离增大了 ，从而确保了大距离相关，把预同步区477设定为试验同步并把它用作真正同步位置的距离相关信息(尽管不同于另一个同步间距离)。如果无法检测到真正同步，就把同步插入将要检测到从试验同步产生之真正同步的位置。所述另一个实施例的特征在于，预同步区477保持与真正同步("SYO")偏离一点。在VF0区471、472中每一个的开始处提供预同步区477减少了预同步的功能，因为读取时钟的PLL不锁闭。所以，期望在VF0区471、472之间的中点上应当提供预同步区477。 在这个实施例中，记录(可重写或可记录)信息存储介质上的地址信息由抖动调制事先记录。本实施例的特征在于，使用±90° (180° )相位调制作为抖动调制方法，而且事先由NRZ(不归零)方法在信息存储介质上记录地址信息(图129A和图129B中的要点(J))。使用图64将给出具体讲解。在本实施例中，至于地址信息，地址位(也称为地址符号)区511以四个抖动的间隔表示。 一个地址位区511中的频率、振幅和相位与其余区中一致。当同一数值持续为地址位的数值时，同一相位在每个地址位区411的边界上继续(图64中以黑三角形标注的部分)。当地址位反转时，抖动模式反转(相位移动180° )。图1中信息记录和再现装置的抖动信号检测部件135同时检测地址位区511的边界位置(图64中以黑三角形标注之处)和沟槽位置412(—个抖动周期的边界位置)。尽管未显示，包括PLL(锁相环)电路的抖动信号检测部件135与地址位区511的边界位置和沟槽位置412都同步地应用PLL。如果地址位区511的边界位置或沟槽位置412错位了，抖动信号检测部件135就失去同步，无法准确再现(读取)抖动信号。相邻沟槽位置412之间的间隔称为沟槽间隔513。沟槽间隔513越短，PLL电路越容易同步。所以，抖动信号能够稳定地再现(或者说信息能够稳定地解码)。 如图64所见，当使用进行180°相移或0°相移的180°相位调制方法时，沟槽间隔513与一个抖动周期一致。至于抖动调制方法，改变抖动振幅的AM(振幅调制)方法易于受到信息存储介质表面上灰尘或瑕疵的影响，而相位调制方法不易于受到信息存储介质表面上灰尘或瑕疵的影响，因为是检测相位而不是振幅。此外，在改变频率的FSK(移频键控)方法中，沟槽间隔513长于抖动周期，所以难以使PLL电路同步。所以，如同在本实施例中，由抖动相位调制记录地址信息时，这就产生了易于使抖动信号同步的效果。
如图64所示，或者"1"或者"0"作为二进制数据分配到一个地址位区511。图65显示了这个实施例中分配位的方法。如图65左侧所示，首先从一次抖动的起始位置向外缘蜿蜒的抖动模式称为正常相位抖动NPW(正相抖动)。数据"0"分配给它。如图65右侧所示，首先从一次抖动的起始位置向内缘蜿蜒的抖动模式称为反转相位抖动IPW(反相抖动)。数据"l"分配给它。 下面将泛泛地讲解本实施例中可记录信息存储介质和可重写信息存储介质之间抖动布局和记录位置的对比。图67(a)显示了可记录信息存储介质中抖动布局和记录标记107的形成位置。图67(b)和图67(d)显示了可重写信息存储介质中抖动布局和记录标记107的形成位置。在图67中，与实际的放大图相比，水平方向有压縮，垂直方向有拉伸。如图66和图67(a)所示，CLV(恒线速)方法用于可记录信息存储介质。相邻轨道之间的沟 槽位置或者说地址位区之间的边界位置(图67中点划线所示部分)可能错位。记录标记 107在槽纹区501、502中形成。在这种情况下，由于相邻轨道之间的抖动位置是同步的，会 发生相邻轨道之间抖动信号的干扰。结果，容易发生由图1中抖动信号检测部件135从抖 动信号检测出之沟槽位置的位移以及地址位区之间边界的位移。为了克服这些技术难题， 本实施例如后所述减小了调制区占用比例(图129A和图129B中的要点(J2))而且在相邻 轨道之间漂移调制区(图130A和图130B中的要点(J5))。 反之，可重写信息存储介质不仅在图66和图67(b)所示槽脊区503和槽纹区501、 502都使用形成记录标记107的"槽脊/槽纹记录方法"，而且使用分域的CAV(恒角速)一 把数据区划分为如图12A和图12B所示从"0"至"18"共19个域以及在同一域中使相邻轨 道之间抖动同步的域记录方法。本实施例的特征在于，"槽脊/槽纹记录方法"用于可重写 信息存储介质，而且事先由抖动调制记录地址信息(图130A和图130B中的要点(J4))。在 仅仅在图67(a)所示槽纹区501、502中记录记录标记107的"槽纹记录方法"中，当以縮短 的轨道间距一相邻槽纹区501、502之间的距离一进行记录时，从一个槽纹区501记录的记 录标记107再现的信号受到相邻槽纹502上记录的记录标记107的影响(或者说出现了相 邻轨道之间的串扰)。所以，轨道间距不能縮短太多，对记录密度设置了限度。反之，如图 67(b)所示，在槽纹区501、502和槽脊区503都记录着记录标记107时，把槽纹区501、502 和槽脊区503之间的节距设定为A/(5n)至A/(6n)(A :再现中所用光头光源的波长，n : 信息存储介质透明基底在该波长的折射率)使相邻区之间(槽脊区和槽纹区之间)的串扰 受到补偿，即使縮短了轨道间距也是如此。使用这种现象，"槽脊/槽纹记录方法"能够使轨 道间距縮短得比"槽纹记录方法"更多，使信息存储介质的记录密度能够提高。
为了 (在记录标记107记录前的状态下)以高准确性存取未记录信息存储介质 上特定位置，必须事先在信息存储介质上记录地址信息。当事先在压纹坑中记录地址信息 时，记录记录标记时必须避免压纹坑区，这使记录容量下降的量等于压纹坑区。反之，如同 在本实施例的可重写信息存储介质中由抖动调制记录地址信息(图130A和图130B中的要 点(J4))时，也可以在抖动调制区中形成记录标记107，这提高了记录效率并增大了记录容 如上所述，不仅使用"槽脊/槽纹记录方法"，而且事先由抖动调制记录地址信息 使得记录标记107能够以最高效率记录，信息存储介质的记录容量也能够增大。根据可记 录信息存储介质的记录容量应当与只再现信息存储介质一致的用户请求，使可记录信息存 储介质的记录容量与只再现信息存储介质一致，正如图13和图14中"用户可用记录容量" 栏的对比可见。所以，可记录信息存储介质不需要大至可重写信息存储介质的容量，所以使 用图67 (a)所示的"槽纹记录方法"。 在图67 (b)所示的方法中，由于相邻轨道之间的沟槽位置地址位区之间的边界位 置(由图67中点划线所示)都在原位，不发生相邻轨道之间抖动信号的干扰。而是出现了 不确定位区504。在图67(c)中，考虑在上槽纹区501中由抖动调制记录地址信息"0110" 的情况。然后，在下槽纹区502中由抖动调制记录地址信息"0010"时，就出现了图67(c) 所示的槽脊中的不确定位区504。槽脊的宽度在槽脊中的不确定位区504中变化，无法从它 获得抖动感应信号。为了克服这些技术难题，本实施例使用如后所述的Gray代码(图130A和图130B中的要点(J4P))。在本实施例中，槽纹区的宽度局部改变，以便在槽纹区也形成不确定位区(图130A和图130B中的要点(J4Y))，从而使槽脊区和槽纹区都分布着不确定位(图130A和图130B中的要点(J4 S ))。 本实施例的要点在于，不仅使用"槽脊/槽纹记录方法"，而且记录地址信息所用的抖动调制与180。 (±90° )的抖动相位调制相结合(图130A和图130B中的要点(J4 a ))。在"L/G记录+槽纹抖动调制"中，如果因为槽纹的轨道号已经改变而在槽脊上出现不确定位，从槽脊上记录的记录标记再现出信号的整个电平就会改变，这造成以下问题从记录标记再现出的错误率局部恶化。然而正如这个实施例所示，180。 (±90° )的抖动相位调制用作槽纹的抖动调制，它使槽脊宽度在槽脊上不确定位的位置以双向对称的正弦波形改变，结果是从记录标记再现出信号的整个电平中的变化采取非常平缓的形式，类似于正弦波。此外，稳定地完成循迹时，槽脊上不确定位的位置能够事先估计。所以根据本实施例，有可能实现使从记录标记再现的信号能够使用电路纠正并且容易改进再现信号质量的结构。 下面将使用图66和图68讲解可记录信息存储介质和可重写信息存储介质中事先由抖动调制记录的地址信息。图68(a)显示了可记录信息存储介质中地址信息的内容和设置地址的方法。图68(b)显示了可重写信息存储介质中地址信息的内容和设置地址的方法。正如后面的详细介绍，在可记录信息存储介质和可重写信息存储介质中，信息存储介质上物理记录区域的单位都称为"物理段块"。物理段块中(以通道位串形式)记录数据的单位称为"数据段"。数据的一个数据段记录在一个物理段块长度的区域中(一个物理段块的物理长度与信息存储介质上记录的一个数据段的长度一致)。 一个物理段块包括7个物理段。在一个数据段中，记录着图34所示的用户数据的一个ECC块。 在可记录信息存储介质中，由于如图66所示使用以CLV的"槽纹记录方法"，所以数据段地址号Da用作图68(a)所示的信息存储介质上的地址信息。数据段地址可以作为ECC块地址(号)或物理段块地址(号)引用。此外，物理段序列Ph也包括在地址信息中，以便获得同一数据段地址Da中更加准确的位置信息。换言之，可记录信息存储介质上的每个物理段位置都由数据段地址Da和物理段序列Ph确定。数据段地址Da沿着槽纹区501、502、507、505从内缘侧以升序编号。至于物理段序列Ph从内缘向外缘重复地设定数字"O"至数字"6"。 在可重写信息存储介质中，数据区划分为如图12A和图12B所示的19个域。由于槽纹螺旋形延续，一条相邻轨道上一圈的长度与其他圈不同。相邻轨道之间的长度差异一个域一个域地设定，使得在各处通道位间隔T相等时差异为士4个通道位或更少。在一条相邻轨道中物理段或物理段块的边界位置与相同域中其他相邻轨道中一致(同步)。所以如图66和图68(b)所示，可重写信息存储介质中的位置信息由域地址(号)Zo、轨道地址(号)Tr和物理段地址(号)Ph给出。轨道地址Tr表示同一域中从内缘向外缘布置的轨道号。使用一组彼此相邻的槽脊区和槽纹区(如槽脊区503和槽纹区502的组，或者槽脊区507和槽纹区505的组)设定同一轨道地址号Tr。由于在图68(b)中槽脊区507的"Ph =O"和"Ph = l"部分频繁出现不确定位区504，所以无法解码轨道地址Tr。因此，记录标记107禁止记录在此区中。物理段地址(号)Ph表示同一轨道的一圈中的相对物理段号。使用圆周方向上的域切换位置作为参考，对物理段地址Ph编号。换言之，如图68(b)所示，物理段地址Ph的起始数设定为"0"。 下面将使用图69讲解本发明的可记录信息存储介质中抖动调制时地址信息的记录格式。本实施例中由抖动调制设置地址信息方法的特征在于，使用图61所示同步帧长度433为单位分配地址信息。如图37所示，一个扇区包括26个同步帧。由于如图31所见一个ECC块包括32个物理扇区，一个ECC块包括26X32 = 832个同步帧。如图61所示，ECC块411至418之间保护区442至468的长度与一个同步帧长度433 —致。所以， 一个保护区462和一个ECC块411之和的长度构成了 832+1 = 833个同步帧。由于833因式分解为
833 = 7X 17X7 (1)
使用了利用这个特性的结构布局。确切地说，与一个保护区加一个ECC块的区域一样长的区域定义为数据段531，用作可重写数据的基本单位(图63所示数据段490的结构对只再现信息存储介质、可重写信息存储介质和可记录信息存储介质是共同的)。长度与一个数据段531的物理长度相同的区域划分为#0 550至恥556的"7"个物理段(图131A和图131B中的要点(K3 e))。事先由抖动调制对物理段糾550至恥556中的每一个记录地址信息。如图69所示，数据段531的边界位置与物理段550的不一致。它们彼此漂移了后面介绍的特定距离。此外，如图69所示，物理段糾550至恥556中的每一个都划分为#0 560至#16 576的17个抖动数据单位(WDU)(图129A和图129B中的要点(Jl))。从(1)式可见7个同步帧分配给抖动数据单位#0 560至#16 576中的每一个。以这种方式，17个抖动数据单位构成物理段(图129A和图129B中的要点(Jl))，使7个物理段的长度等于数据段的长度(图131A和图131B中的要点(K3 e ))，确保了保护区442至468上延伸范围中的同步帧边界，便于检测同步码431 (图60)。 在可重写信息存储介质中，从不确定位区504(图67)中记录标记再现的信号中容易出现错误。由于构成一个ECC块之物理扇区的数目32无法由物理段的数目7除(或者说不是物理段数目7的倍数)，这就产生了以下效果不仅防止了在不确定位区504中将要记录的数据项被布置在直线上，而且防止了纠错能力在ECC块中恶化。
如图69 (d)所示，抖动数据单位#0 560至#16 576中的每一个都包括调制区的16个抖动和非调制区590、591的68个抖动。这个实施例的特征在于，非调制区590、591对调制区的占用比例显著提高(图129A和图129B中的要点(J2))。由于在非调制区590、591中槽纹区或槽脊区总是以特定频率抖动，所以使用非调制区590、591应用PLL(锁相环)，有可能提取(产生)再现信息存储介质上记录的记录标记时的参考时钟信号或者记录新数据时所用的记录参考时钟信号。 如上所述，在本实施例中，非调制区590、591对调制区的占用比例显著提高了 ，有可能不仅改进再现参考时钟信号或记录参考时钟信号的提取(产生)准确性，而且改进了提取(产生)的稳定性。确切地说，在抖动相位调制中，使再现的信号通过带通滤波器以便整形时，整形后的检测信号振幅在相位改变之前和之后变小了。这种现象造成了以下问题随着相位调制中相位改变次数增加，波形的振幅起伏得更加频繁，降低了时钟信号提取的准确性，而小数目的相位改变使检测抖动地址信息时容易出现位漂移。在本实施例中，为了克服这个问题，提供了基于相位调制的调制区和非调制区，非调制区对调制区的占用比例设定为高，它产生了改进时钟信号提取准确度的效果。不仅如此，由于事先能够估计调制区改变为非调制区或非调制区改变为调制区之处，所以在提取时钟信号时选通非调制区，从而仅仅检测来自非调制区的信号，它使得时钟信号能够从检测出的信号中提取。
当光头从非调制区590、591向调制区移动时，使用四次抖动设置调制开始标记581 、582，所以检测出调制开始标记581 、582之后，抖动调制的抖动地址区586、587可以立即出现。为了实际提取抖动地址信息610，集合了图69(d)所示物理段#0 550至恥556中每一个中的小于非调制区590、591的抖动同步区580和调制开始标记581、582以及抖动地址区586、587，然后如图69(e)所示重新布置。 如图69(d)所示，使用抖动地址区586、587中的12个抖动设置三个地址位(图129A和图129B中的要点(J2a))。换言之，四个连贯的抖动构成一个地址位。如上所述，本实施例使用的结构使地址信息分布在三个地址位的单位中(图129A和图129B中的要点(J2 a ))。当抖动地址信息610集中在信息存储介质的一处时，如果介质表面有灰尘或被损坏，所有信息都难以检测。如图69(d)所示，在本实施例中，抖动地址信息610分布在抖动数据单位560至576的每一个中的三个地址位的单位(12个抖动)中，有组织的信息记录在三个地址位的整合多重单位中，它产生了以下效果即使某处的信息因为灰尘或瑕疵而难以检测，也能够检测其他信息。 如上所述，抖动地址信息610的布置不仅是以分布方式，而且是以在物理段550至557的每一个中的自包含方式(图129A和图129B中的要点(Jl a ))，使得地址信息为物理段550至557的每一个所知，当信息记录和再现装置存取信息时，有可能按照物理段来发现当前位置。 由于本实施例使用图64所示的NRZ方法，在抖动地址区586、587中四个连贯的抖动中相位将不改变。利用这种特性，设定了抖动同步区580。确切地说，在抖动同步区580中设定了抖动地址信息610中不可能出现的抖动模式(图129A和图129B中的要点(J3))，它使得容易识别布置了抖动同步区580的位置。本实施例的特征在于，与四个连贯抖动构成一个地址位的抖动地址区586、587相比，一个地址位长度设定为不同于抖动同步区580中四个抖动的长度。确切地说，在抖动同步区580中，抖动位是"l"的区域设定为抖动地址区586、587中不可能发生的抖动模式变化一"6个抖动一4个抖动一6个抖动"，与4个抖动不同。改变抖动周期的上述方法用作在抖动同步区580中设定抖动地址区586、587中不可能出现的抖动模式(图129A和图129B中的要点(J3a))，它产生了以下效果
(1)图1的抖动信号检测部件135能够稳定地继续检测抖动(确定抖动信号)而无须破坏与抖动的沟槽位置512 (图64)有关的PLL。 (2)图1的抖动信号检测部件135地址位之间边界的位置漂移使得抖动同步区580和调制开始标记581 、582易于检测。 此外，本实施例的特征进一步在于，在12个抖动的周期中形成抖动同步区580，并使抖动同步区580的长度与图69(d)所示3地址位长度一致(图129A和图129B中的要点(J3P))。因此，一个抖动数据单位糾560中的所有调制区(相当于16个抖动)都分配给抖动同步区580，它使检测抖动地址信息610的起始位置(或者抖动同步区580的位置)更加容易。 如图69(c)所示，在物理段#0 550的第一个抖动数据单位#0 560中提供抖动同步区580。如上所述在物理段糾550的开始位置提供抖动同步区589 (图129A和图129B中的要点(J3 Y))产生了以下效果仅仅由检测抖动同步区580的位置而提取物理段的边界位置。 在抖动数据单位#1 561、 #2 562中，在抖动地址区586、587之前的开始位置提供了调制开始标记581、582，从而设定了图65所示的反相抖动IPW的波形。由于在调制标记之前布置的非调制区590、591中，保持着正相抖动NPW的连续波形。所以，图1的抖动信号检测部件135检测从NPW至IPW的转变，从而提取调制开始标记581、582的位置。
如图69 (e)所示，抖动地址信息610的内容如下
(1)轨道地址606、607 它们表示域中的轨道号。在槽纹区(包括槽脊上发生无不确定位一不确定位)中确定的槽纹轨道地址606以及槽脊(包括槽纹中发生的无不确定位一不确定位)上确定的槽脊轨道地址607交替记录。仅仅对于轨道地址606 、607才使用图70的Gray代码(将在后面详细讲解)记录轨道号信息。[O723] (2)物理段地址601 表明轨道(信息存储介质221上的一圈)中物理段号的信息。同一轨道中物理段的数目由图12A和图12B中的"每条轨道的物理段数目"表示。所以，由图12A和图12B所示数目确定每个域中物理段地址601的最大值。
(3)域地址602 它表明信息存储介质221中的域号。记录着图12A和图12B所示"域(n)"中的"n"值。 (4)奇偶信息605 为了检测从抖动地址信息610再现出的数据中的错误而设定它。这种信息表示把保留信息604中的14位逐位加到域地址602上的结果是偶数还是奇数。设定奇偶信息605的数值是为了使包括地址奇偶信息605中一个地址位的所有15个地址位逐位异或结果可以是"1"。 (5)协调区608 如上所述，抖动数据单位#0 560至#16 576中的每一个都设定为将要包括调制区的16个抖动和非调制区590、591的68个抖动，而且非调制区590、591对调制区的占用比例设定为相当大。此外，使非调制区590、591的占用比例提高，从而改进提取(产生)再现参考时钟信号或记录参考时钟信号的准确性和稳定性。抖动数据单位#16 576及前一个抖动数据单位#15(未显示)直接对应于图69(e)所示的协调区608。在单调信息608中，全部六个地址位都是"O"。所以，在包括单调信息(指明全部是NPW)的抖动数据单位#16 576前一个抖动数据单位#15(未显示)中未设定调制开始标记581、582，从而使全区成为相位相同的非调制区。 图69(e)显示了分配给各条信息的地址位数目。如上所述，抖动地址信息610划分为三个地址位的若干组，它们分布在抖动数据单位560至576中。即使由于信息存储介质表面上的灰尘或瑕疵而发生突发错误，错误已经散布在不同抖动数据单位560至576中的概率也非常低。所以，使记录着相同信息之处不同抖动数据单位的跨越次数尽可能地减少，在各条信息中造成了停顿，以便与抖动数据单位560至576之间的边界位置一致。这就使得即使因为已经发生了信息存储介质表面上的灰尘或瑕疵造成的突发错误而无法读取特定的信息，也能够读取其余各个抖动数据单位560至576中记录的其他信息，它改进了抖a 动地址信息再现的可靠性。确切地说，如图69(e)所示，协调区608分配了 9个地址位，使协调区608和前一个槽脊轨道地址607之间的边界位置与抖动数据单位之间的边界位置一致(图129A和图129B中的要点(J3 S ))。同理，使以5个地址位表示的域地址602邻近以一个地址位表示的奇偶位信息605 (图130A和图130B中的要点(J4 e ))，使双方的地址位总和设定为6个地址位(等效于两个抖动数据单位)。 这个实施例的特征进一步在于，如图69 (e)所示，协调区608布置在抖动地址信息610的结束处(图129A和图129B中的要点(J3 e ))。如上所述，由于抖动波形采取协调区608中NPW的形式，NPW实质上延续多达三个连贯抖动数据单位576。利用这个特性，抖动信号检测部件135搜索NPW延续长达三个抖动数据单位576之处，使得有可能提取抖动地址信息610结束处的协调区608的位置，它产生了以下效果能够使用位置信息检测抖动地址信息610的起始位置。 在图69或图68 (b)和图66所示多条地址信息中，物理段地址601和域地址602指明相邻轨道中的相同值，而轨道中槽纹轨道地址606和槽脊轨道地址607的数值不同于相邻轨道。所以，在记录着槽纹轨道地址606和槽脊轨道地址607的区域中，出现了图67(c)所示不确定位区504。在本实施例中，为了降低不确定位的出现频度，由Gray代码表示与槽纹轨道地址606和槽脊轨道地址607相连的地址(号)。图70显示了 Gray代码的实例。Gray代码为当原始值改变"l"时，转换后代码各处仅仅改变"一位"，如图70所示。这就降低了不确定位的出现频度，它不仅有助于稳定抖动检测出信号的检测，而且有助于稳定从记录标记再现信号的检测。 图71显示的算法用于实现图70所示的Gray代码转换。使原始二进制代码中的高起第11位与Gray代码中的第11位一致。至于高起第11位之后的代码，使二进制代码中"第m位"与二进制代码中比第m位高一位的"第(m+l)位相加(异或)的结果对应于转换中Gray代码的"第m位"。 在本实施例中，不确定位区也分布在槽纹区中(图130A和图130B中的要点(J4y))。确切地说，改变槽纹区501、502中每一个之宽度的一部分，如图72所示，从而使的夹在它们之间的槽脊区503的宽度保持不变。当利用信息存储介质矩阵记录装置制作槽纹区501、502时，将要照射激光量局部改变，这使得有可能改变槽纹区501、502中每一个的宽度。这使得槽脊区具有无须不确定位干预而确定轨道地址的区域，即使在槽脊区中也能够以高准确性检测地址。确切地说，在记录着图69(e)中槽脊轨道地址607上信息的槽脊区中，使用上述方法使槽脊宽度不变。这使地址信息能够稳定地检测，而无须与槽脊区中槽脊轨道地址607连接之不确定位的干预。 在本实施例中，在槽脊区和槽纹区中都分布着不确定位(图130A和图130B中的要点(J4S))。确切地说，在图72的最右侧，改变槽纹区501、502中每一个的宽度，使得槽脊区503的宽度保持不变，而在略微偏离图72中心的左侧，槽脊区503的宽度局部改变，槽纹区501、502中每一个的宽度保持不变。使用这种方法，图69(e)中记录着槽纹轨道地址606上信息的槽纹区中使槽纹宽度不变，这使地址信息能够稳定地检测，而无须与槽纹区中槽纹轨道地址606连接之不确定位的干预。如果不确定位集中在或者槽脊区中或者槽纹区中，在不确定位已经集中的部分，再现地址信息时发生错误的频度非常高。把不确定位分布在槽脊区和槽纹区中，从而分散了错误检测的风险，有可能提供能够稳定且容易地检测地址信息的系统。如上所述，在槽脊区和槽纹区中都分布着不确定位后，有可能估计无须槽脊区和槽纹区的每一个中不确定位而确定轨道地址的区域，它提高了轨道地址检测的准确性。 如图66中的介绍，在本实施例的可记录信息存储介质中，在槽纹区中已经形成了记录标记，已经使用了 CLV记录方法。在这种情况下，由于抖动沟槽位置在相邻轨道之间漂移，相邻抖动之间的干扰容易影响抖动再现的信号。这已经讲解过了。在这个实施例中，为了根除此影响，调制区彼此漂移，所以它们在相邻轨道之间可以不彼此重叠(图130A和图130B中的要点(J5))。确切地说，如图73所示，在放置调制区之处允许设定主要位置701和次位置702。基本上全部调制区都暂时分配在主要位置。如果调制区的一部分在相邻轨道之间彼此重叠，就把这些调制区部分地移动到次位置。例如在图73中，如果槽纹区505的调制区设定在主要位置中，就部分地重叠了槽纹区502的调制区及槽纹506的调制区。因此，槽纹区505的调制区移动到次位置。这就防止了从抖动地址再现的信号在相邻轨道中调制区之间干扰，它产生了能够稳定地再现抖动地址的效果。 通过同一抖动数据单位中位置之间的切换，在调制区中设定了主要位置和次位置。在本实施例中，非调制区对调制区的占用比例设定得高(图129A和图129B中的要点(J2))，有可能仅仅改变同一抖动数据单位中的位置而在主要位置和次位置之间切换。这能够使物理段550至557和抖动数据单位560至576的布局相同，即使在可记录信息存储介质中，如图69(b)和图69(c)所示的可重写信息存储介质中，它改进了不同类型信息存储介质之间的可交换性。确切地说，在主要位置701中，调制区598置于图74(a)和图74(c)所示抖动数据单位560至571中每一个的开始位置。在次位置702中，调制区598置于图74(b)和图74(d)所示抖动数据单位560至571中每一个的后半位置。
在本实施例的可记录信息存储介质中，抖动地址信息610的前三个地址位也用于抖动同步区580，如同在图69(e)所示可重写信息存储介质中，而且记录在物理段550至556中每一个的开始处的抖动数据单位糾560中。图74(a)和图74(b)所示调制区598显示了抖动同步区580。图74(c)和图74(d)的每一幅上调制区598中的第一个IPW区分别对应于图69(d)的调制开始标记581、582中的每一个。图74(c)和图74(d)的每一幅上调制区598中的地址位#2至#0对应于图69(d)所示抖动地址区586、587。
这个实施例的特征在于，使主要位置701中抖动同步区的抖动同步模式不同于次位置702中(图129A和图129B中的要点(J5P))。在图74(a)中，6个抖动(周期)分配给IPW作为抖动同步区580或调制区598的抖动同步模式，四个抖动(周期)分配给NPW，而在图74(b)的调制区598中，分配给每个IPW之抖动(抖动周期)的数目设定为4，六个抖动(周期)分配给NPW。图1的抖动信号检测部件135仅仅检测紧接粗鲁存取后抖动同步模式之间的差异，使调制区(或者主要位置701或者次位置702)的位置能够获知，以便使估计下一步将要检测的调制区位置更加容易。由于下一个调制区的检测能够事先准备，所以能够改进调制区中信号检测(或者说确定)的准确性。 图75(b)和图75(d)显示了连接调制区位置和抖动同步模式之间关系中不同于图74(a)和图74(b)所示的实施例。为了对比，图74(a)的实施例显示在图75 (a)中，图74(b)的实施例显示在图75(c)中。在图75(b)和图75(d)中，分配给调制区598中IPW和NPW中每一个的抖动数目与图75(a)和图75(c)中相反(4个抖动分配给IPW，6个抖动分配给訓)。 在这个实施例中，主要位置701和次位置702中每一个都能够适于图74和图75所示的范围，即或者主要位置或者次位置连贯地延续的范围确定为物理段的范围。确切地说，如图76所示，使用了同一物理段中(多个)调制区布局模式的三种类型(b)至(d)(图130A和图130B中的要点(J5a))。如上所述，当图1的抖动信号检测部件135从抖动同步模式或者后面讲解的物理段中类型标识信息721识别出物理段中调制区的布局模式时，能够预先估计同一物理段中另一个调制区598的位置。结果，能够预先为检测下一个调制区作好准备，它产生了提高调制区中信号检测(确定)的准确性的效果。 图76(a)中第二行显示了物理段中抖动数据单位的布局。写在第二行各帧中的数字"0"至"16"表示同一物理段中的抖动数据号。第O个抖动数据单位作为第一行所示同步字段711引用。在该同步字段的调制区中，存在着抖动同步区。第一个至第十一个抖动数据单位作为地址字段712引用。地址信息记录在地址字段712的调制区中。在第十二个至第十六个抖动数据单位中，全部抖动模式都是NPW协调字段713。 写在图76(b)至图76(d)中的标记"P"指明，调制区变为抖动数据单位中的主要位置。标记"S"指明，调制区变为抖动数据单位中的次位置。标记"U"指明，抖动数据单位包括在协调字段713中，没有调制区。图76(b)所示调制区的布局模式指明，物理段全部变为主要位置。图76(c)所示调制区的布局模式指明，物理段全部变为次位置。在图76(d)中，主要位置和次位置混合在同一物理段中。在第0个至第5个抖动数据单位中的调制区变为主要位置，在第6个至第ll个抖动数据单位中的调制区变为次位置。如图76(d)所示，同步字段711加地址字段712之区域的一半分配给主要位置，其余一半分配给次位置，它使调制区防止了相邻轨道之间的彼此重叠。 图77显示了这个实施例的可重写信息存储介质和可记录信息存储介质之间抖动地址信息数据结构的对比。图77(a)显示了一份图69(e)所示可重写信息存储介质中抖动地址信息610的数据结构。图77(b)显示了可记录信息存储介质中抖动地址信息610的数据结构。如同在可重写信息存储介质中，在可记录信息存储介质中，抖动同步区680置于物理段的开始位置(图129A和图129B中的要点(J3 Y))，它便利了物理段开始位置或者说相邻物理段之间边界位置的检测。图77(b)所示物理段上的类型标识信息721指明了物理段中调制区的位置，如同抖动同步区580中的抖动同步模式所为(图130A和图130B中的要点(J5Y))，有可能预先估计同一物理段中另一个调制区598的位置并准备检测后续的调制区，它产生了调制区中信号检测(确定)准确性提高的效果。确切地说，类型标识信息721显示了以下内容 *当物理段上的类型标识信息721为"O"时，这指明图76(b)所示全部物理段都是主要位置，或者如图76(d)所示主要位置与次位置混合。 *当物理段上的类型标识信息721为"l"时，这指明如图76(c)所示全部物理段都是次位置。 作为与上述实施例有关的另一个实施例，抖动同步模式可以与物理段上的类型标识信息721结合，以便指明物理段中调制区的位置(图130A和图130B中的要点(J5 S ))。结合两种类型的信息，就有可能表示图76(b)至图76(d)所示调制区的三种或更多的布局模式，并提供调制区的多种布局模式。图78显示了另一个实施例中在物理段上结合抖动同步模式和类型标识信息的方法与调制区的布局模式之间的关系。在图78中，《A》指明上述 结合。抖动同步模式显示出或者主要位置或者次位置。物理段上的类型标识信息721显示 出是否物理段中都是次位置(当物理段中都是次位置时，它采取"l"的数值，否则为"0")。 在《A》的情况下，当主要位置和次位置混合时，图75(b)的抖动同步模式记录在主要位置 中，图75(d)的抖动同步模式记录在次位置中。 反之，在《B》的实施例中，物理段中的类型标识信息721指明物理段中的所有位置 都彼此一致还是主要位置和次位置的混合(当所有位置彼此一致时，它取"l"的数值，当它 们是混合时，它取"0"的数值)。 在《C》的实施例中，抖动同步模式指明物理段中指明物理段中的所有位置都彼此
一致还是主要位置和次位置的混合，且物理段中的类型标识信息721指明物理段中次位置
是否存在(当位置的即使一部分是次位置时，它取"1"的数值，否则为"0")。 在上述实施例中，虽然显示了其中包括物理段上抖动同步区580和类型标识信息
721的物理段中调制区的位置，但是本发明不限于此。例如，作为另一个实施例，物理段上抖
动同步区580和类型标识信息721可以指明下一个后续物理段中调制区的位置。在沿着槽
纹区进行连续跟踪时，这使得能够预先获知下一个后续物理段中调制区的位置，它产生了
能够为检测调制区而确保更长准备时间的效果。 图77 (b)所示可记录信息存储介质中的层号信息722指明或者单面单记录层或者 单面双记录层 ,0"表示或者单面单记录层或者单面双记录层中的"LO层"(激光束进入面上的 前层) "1"表示单面双记录层中的"L1层"(激光束进入面上的后层) 如图66和图68中的讲解，物理段次序信息724指明同一物理段块中布置物理段
的次序。正如从图77(a)可见，抖动地址信息610中物理段次序信息724的开始位置与可
重写信息存储介质中物理段地址601的开始位置一致。对可重写信息存储介质调整物理段
次序信息的位置(图130A和图130B中的要点(J5 O)，改进不同类型信息存储介质之间的
可交换性，它有助于标准化和简化与可重写信息存储介质和可记录信息存储介质都兼容的
信息记录和再现装置中使用抖动信号的地址检测控制程序。 如图66和图68中的介绍，在数据段地址725中，数据段上的地址信息使用数字写 入。如同先前的讲解，本实施例中32个扇区构成一个ECC块。所以，特定ECC块头部处扇 区之扇区号的低5位与相邻ECC块开始位置处扇区的扇区号一致。当物理扇区号设定为使 放置在此ECC块头部的扇区之物理扇区号的低5位可以是"00000"时，同一 ECC块中所有 扇区的第6低位及后面的位彼此一致。所以，同一 ECC块中存在的扇区之物理扇区号中数 据的低5位被去除，通过仅仅提取第6低位及后面的位中数据而获得的地址信息用作ECC 块地址(或者说ECC块地址号)。由于由抖动调制先前记录的数据段地址725(或者说物理 段块号信息)与ECC块地址一致，所以使用数据段地址显示抖动调制中物理段块上的位置 信息，与使用物理扇区号相比使数据量减少了 5位，它产生了存取期间检测当前位置更加 容易的效果。 CRC代码726是从物理段上类型标识信息721至数据段地址725范围内24个地 址位所用的CRC代码(纠错码)。即使抖动调制信号的一部分已经错误地解码，也使用CRC代码726部分地纠正。 为了写入每条信息，使用了图77(b)的底行所示各个地址位。在可记录信息存储 介质中，剩余15个地址位对应的区域分配给协调区609。第12个至第16个抖动数据单位 都包括NPW(没有调制区598)。 作为图77中实施例的应用，图124(c)和图124(d)显示了与可记录信息存储介质 中抖动地址数据结构有关的另一个实施例。图124(a)和图124(b)与图77(a)和图77(b) 相同。图124(c)中的物理段块地址728是每个(其中7个物理段构成一个单位)物理段 块(其中7个物理段构成一个单位)所用的地址集。数据导入区DTLDI中第一个物理段块 所用的物理段块地址设定为"1358h"。从数据导入区DTLDI中第一个物理段块至数据导出 区DTLD0中最后一个物理段块，包括数据区DAT，物理段块地址的数值增大1。
物理段次序信息724指明如同图77中的一个物理段块中各个物理段的次序。"0" 设定为第一个物理段，"6"设定为最后一个物理段。 图77中实施例的特征在于，物理段块地址置于物理段次序信息724之前(图130A 和图130B中的要点(J6))。例如，如同在图123A和图123B中所示RMD字段中，地址信息往 往以物理段块地址来管理。当使用这些管理信息访问特定物理段块地址时，图1的抖动信 号检测部件135检测图124(c)所示抖动同步区580之处，然后对恰好在抖动同步区580之 后记录的信息进行顺序解码。如果在物理段次序信息724之前有物理段块地址，抖动信号 检测部件135首先解码物理段块地址。由于抖动信号检测部件135无须解码物理段次序信 息724也能够判断此物理段块地址是否为特定者，这就产生了改进抖动地址使用中可访问 性的效果。 段信息727包括类型标识信息721和保留区723。类型标识信息721指明物理段 中调制区的位置。当类型标识信息721的数值为"0b"时，就指明图76(a)所示状态。当类 型标识信息721的数值为"lb"时，就指明图76(b)或图76(c)所示状态。
本实施例的特征在于，类型标识信息721置于恰好在图124或图77(b)抖动同步 区580之后(图130A和图130B中的要点(J5 4))。如上所述，图1的抖动信号检测部件 135检测图124(c)所示抖动同步区580的位置，然后对恰好在抖动同步区580之后记录的 信息进行顺序解码。因此，把类型标识信息721置于恰好在抖动同步区580之后，有可能立 即检验物理段中调制区的位置，它令使用抖动地址的访问过程能够以更高的速度进行。
下面将讲解把数据段数据记录在预先由抖动调制已经记录地址信息的物理段或 者把物理段块中的方法。在可重写信息存储介质和可记录信息存储介质，在连续数据记录 中都使用记录簇作为单位记录数据。图79显示了记录簇的布局。在记录簇540、542的每一 个中，具有图69(a)所示数据结构的一个或多个(整数的)数据段531—个接一个地连贯地 接续。扩充保护字段528、529设置在接续区的开始处和结束处。为了在使用记录簇540、542 附加地记录或者重写新数据时防止相邻记录簇之间出现缝隙，把扩充保护字段528、529设 置在记录簇540、542中，从而为了部分地冗余写入而与相邻记录簇物理地重叠。
在图79(a)所示实施例中，至于设置在记录簇540、542中的扩充保护字段528、529 的位置，扩充保护字段528置于记录簇540的结束处(圉4(K3y))。使用这种方法时，扩充 保护字段528位于图69(a)所示后同步码526之后。所以，尤其是在可重写信息存储介质， 重写时不错误地毁坏后同步码区526，在重写时得以保护后同步码区526，它有助于在数据再现时确保使用同步码区526检测位置的可靠性。 作为另一个实施例，扩充保护字段529可以置于图79(b)所示记录簇542的起始 处(图131A和图131B中的要点(K3S))。在这种情况下，正如从图79(b)和图69(a)的 结合所见，扩充保护字段529位于恰好在VF0区522之前。所以，进行重写或附加记录时， 能够使VF0区522足够长，有可能在再现数据字段525时延长与参考时钟信号的PLL引入 时间，它有助于改进数据字段525中记录数据的再现可靠性。如上所述，用作重写单位的记 录簇配置为包括一个或多个数据段(图131A和图131B中的要点(K3a))，它产生了以混 合方式在同一信息存储介质上记录频繁地以小量重写的PC数据(PC文件)以及一次以大 量连续记录的AV数据(AV文件)更加容易的效果。换言之，在个人电脑(PC)中，频繁地重 写相对小量的数据。所以，重写或者附加记录数据单位设定得尽可能小，记录方法变为适合 PC数据。如图31所示，在本实施例中，由于ECC块包括32个物理扇区，仅仅包括一个ECC 块的数据段是是高效地进行重写或附加记录时最小的单位。所以，本实施例中的结构(用 作重写或附加记录单位的记录簇中包括一个或多个数据段)是适合PC数据(PC文件)的 记录结构。 至于音频视频AV数据，非常大量的视频信息和音频信息必须无中断地连续记录。 在这种情况下，连续记录的数据组织在一个记录簇中，然后记录。在AV数据记录中，如果对 于构成记录簇的数据段中的每一个，随机漂移量、数据段的结构、数据段的属性等改变，改 变构成花费的时间长，难以进行连续记录过程。在这个实施例中，如图79所示，记录簇的配 置是以同一格式连贯地布置数据段(数据段之间没有属性和随机漂移量的改变，没有插入 特定信息)，有可能不仅提供适于AV数据记录(它需要大量数据连续记录)的记录格式，而 且简化记录簇的结构，实现了记录控制电路和再现检测电路的简化，降低了信息记录和再 现装置或信息再现装置的成本。 图79所示记录簇540中数据段(扩充保护字段528除外)的数据结构与图61(b) 所示只再现信息存储介质和图61(c)所示可记录信息存储介质相同。如上所述，由于无论 介质是只再现类型、可记录类型，还是可重写类型，数据结构对所有信息存储介质是共同 的，所以确保了信息存储介质之间的可交换性，而且由确保了可交换性的信息记录和再现 装置与信息再现装置共享检测电路。结果，不仅能够确保再现可靠性高，而且也降低了信息 记录和再现装置或信息再现装置的成本。 使用图79的结构时，同一记录簇中所有数据段的随机漂移量彼此一致是必然的 (图131A和图131B中的要点(K3P ))。如后所述，在可重写信息存储介质中，记录簇记录时 产生随机漂移。在这个实施例中，由于在同一记录簇540中所有数据段的随机漂移量彼此 一致，在同一记录簇540中不同数据段上再现数据时，在VF0区(图69中的522)中不需要 同步(相位复位)，有可能简化连续再现中的再现检测电路，并确保再现检测的可靠性高。
图80显示了在可重写信息存储介质上记录可重写数据的方法。下面将使用图 79 (a)，讲解本实施例的可重写信息存储介质中记录簇的布局实例。本发明不限于此。例如， 图79(b)所示布局可以用于可重写信息存储介质。图80(a)显示了与图61(d)相同的内容。 在本实施例中，可重写数据重写在图80(b)和图80(e)所示记录簇540、541中。如后所述， 一个记录簇包括一个或多个数据段529至531，以及置于结束处的扩充保护字段528。确切 地说，一个记录簇531的起点与数据段531的起始位置一致，在VFO区522开始。
连贯地记录多个数据段529、530时，多个数据段529、530连贯地布置在同一记录 簇531中如图80(b)和图80(c)所示。由于数据段529结束处存在的缓冲区547连续地连 接到下一个数据段起始处存在的VF0区532，两个区域中都有的(记录参考时钟信号的)相 位彼此一致。连续记录完成后，扩充保护区528置于记录簇540的结束位置。扩充保护区 528的数据尺寸是未调制区中的24数据字节尺寸。 正如从图80(a)和图80(c)之间的对比所见，可重写保护区461、462分别包括后 同步码区546、536、额外区544、534、缓冲区547、537、 VFO区532、522以及预同步区533、 523。仅有在连续记录结束处，才提供扩充保护字段528。 为了对比重写单位的物理范围，图80(c)显示了重写信息时用作单位之记录簇 540的一部分，图80(d)显示了重写下一条信息时用作单位之记录簇541的一部分。这个实 施例的特征在于，进行重写时使得扩充保护区528和以下的VFO 522可以在重写中的重叠 541处部分地彼此重叠(图131A和图131B中的要点(K3))。如上所述，以部分重叠重写防 止了在记录簇540、541之间发生缝隙(没有形成记录标记的区域)，消除了能够把记录在单 面双记录层上的信息存储介质上的层间串扰，有可能检测稳定的再现信号。
正如从图69(a)所见，本实施例的一个数据段中可重写数据的尺寸为
67+4+77376+2+4+16 = 77469个数据字节 (2) 此外，正如从图69(c)和图69(d)所见，一个抖动数据单位560包括
6+4+68 = 84个抖动 (3) 由于17个抖动数据单位构成一个物理段550，七个物理段550至556的长度与一 个数据段531的长度一致，一个数据段531的长度包括
84X17X7 = 9996个抖动 (4)
所以，从(2)式至(4)式，下式对应于一个抖动
77496 + 9996 = 7. 75数据字节/抖动 (5) 如图81所示，下一个VFO区522与扩充保护字段528彼此重叠的部分从物理段的 开始位置延伸了 24个抖动或更多。正如从图69(d)所见，从物理段550头部的16个抖动 构成抖动同步区580，以下的68个抖动构成非调制区590。所以，下一个VFO区522与扩充 保护字段528从物理段550的头部起彼此重叠从24个抖动或更多的部分处于非调制区590 中。如上所述，把数据段的开始位置定位在从物理段的开始位置起24个抖动或更多(图 131A和图131B中的要点(K5))不仅使重叠处延伸在非调制区590中，而且稳定地确保了对 抖动同步区580的检测时间和对记录过程的准备时间，从而保证了记录过程稳定、准确性 高。 在本实施例中，可重写信息存储介质的记录薄膜使用相变记录薄膜。在相变记录
薄膜中，由于记录薄膜接近重写起始和结束位置处开始恶化，在同一位置中重复记录开始
和结束限制了由于记录薄膜恶化而重写的次数。在本实施例中，为了缓解这个问题，如图81
所示在重写中进行了 (Jm+1/12)数据字节的漂移，从而随机地漂移记录开始位置。 在图80(c)和图80(d)中，为了讲解基本概念，扩充保护字段528的开始位置与
VFO区522的开始位置一致。然而严格来说，在本实施例中如图81所示VFO区522的开始
位置随机地漂移。 DVD-RAM盘， 一种现有的可重写信息存储介质，也使用相变记录薄膜并且随机漂移记录开始和结束位置以提高重写的次数。在现有DVD-RAM盘上进行随机漂移时的最大漂移 量设定为8个数据字节。现有DVD-RAM盘上(盘上记录的调制后数据的)通道位长度设定 为平均O. 143iim。在本实施例的可重写信息存储介质中，根据图15，通道位的平均长度为
(0. 087+0. 093) + 2 = 0. 090 ii m (6) 当物理漂移范围的长度适于现有的DVD-RAM盘时，使用以上数值计算本实施例中 作为随机漂移范围所需的最小长度如下 8字节X (0. 143iim+0. 090iim) = 12. 7字节 (7) 在本实施例中，为了便利再现信号检测过程，随机漂移量的单位适于调制后的一 个"通道位"。在本实施例中，由于使用把8位转换为12位的ETM调制(8-12调制)，使用
以数据字节作为参考的数学公式表示随机漂移量 Jm/12数据字节 (8) 从(7)式可知: 12. 7X12 = 152. 4 (9) 所以，Jm能够采取的数值为从O至152。因为以上原因，在满足(9)式的范围中， 随机漂移范围的长度符合现有的DVD-RAM盘。在本实施例中，为了确保重写的数目大于现 有的DVD-RAM盘，对于(7)式的数值允许的小余量如下
随机漂移范围的长度设定为14数据字节 (10)
把(10)式的数值代入(8)式给出14X12 = 168。所以有
Jm能够采取的数值为从O至167 (11) 如上所述，随机漂移量设定为大于Jm/12 (0《Jm《154)的范围(图131A和图 131B中的要点(K4))，从而满足(9)式并使随机漂移量的物理范围符合现有的DVD-RAM，它 产生了确保与现有DVD-RAM重复记录数目相同的效果。 在图80中，在记录簇540中缓冲区547的长度和VFO区532的长度不变。如图 79(a)可见，在同一记录簇540从头至尾，数据段529、530中每一个的随机漂移量Jm具有 相同数值。当连续记录包括许多数据段的记录簇540时，从抖动监控记录位置。确切地说， 检测图69所示抖动同步区580的位置，对非调制区590、591中的抖动计数，从而同时检验 信息存储介质上的记录位置并记录数据。这时，可能有罕见情形由于抖动的计数错误或者 旋转信息存储介质的旋转电机的不平稳旋转，将发生抖动滑动(在漂移了一个抖动周期的 位置上进行记录)，所以记录位置将在信息存储介质上漂移。本实施例的信息存储介质的 特征在于，如果已经检测到记录位置中的漂移，就在图80的可重写保护区461中或者图61 的可记录保护区452中进行调整，从而校正记录计时(图131A和图131B中的要点(K3))。 在图80中，既不允许位省略又不允许位冗余的重要信息记录在后同步码区546、额外区544 和预同步区533中。然而在缓冲区547和VF0区532中，重复特定模式。所以，仅仅允许一 个模式的省略和冗余，只要确保重复的边界位置。所以，在保护区461中，尤其是在缓冲区 547和VFO区532中，为了校正记录计时而进行调整。 在这个实施例中，如图81所示，用作位置设置参考的实际开始点位置设定为与抖 动振幅"O"(抖动的中心)的位置一致。然而由于抖动位置检测准确性低，正如在图81中 写作"最大± 1 "，这个实施例允许实际开始点位置具有多达
士l数据字节的漂移 (12)
在图80和图81中，数据段530中的随机漂移量设定为Jm(如上所述，随机漂移量 在记录簇540的数据段59中全都相同)。随后，进行附加记录的数据段531中的随机漂移 量设定为丄+1。 (11)式中加和丄+1能够采取的设置为例如中间值加=Jm+1 = 84。当实际 开始点的位置准确性足够高时，扩充保护字段538的开始位置与图80所示VF0区522的起
始位置一致。 反之，如果数据段530记录在最后位置且后来将要写入或者说附加记录的数据段 531记录在非常靠前的位置，因为(10)式和(12)式，VF0区522的开始位置可以进入缓冲 区537多达15个数据字节。在恰好在缓冲区537之前的额外区534中，已经记录特定的重 要信息。所以，在本实施例中，必须满足下式
缓冲区537的长度必须为15个数据字节或更多 (13) 在图80的实施例中，给出一个数据字节的余量，而且缓冲区537的数据尺寸设定 为16个数据字节。 如果由于随机漂移而在扩充保护区528和VF0区522之间发生缝隙，使用单面双 记录层结构时，再现期间由缝隙会造成层间串扰。为了克服这个问题，即使在进行随机漂移 时也使扩充保护区528和VF0区522总是彼此部分重叠，从而防止了发生缝隙(图131A和 图131B中的要点(K3))。所以在本实施例中，按(13)式，扩充保护区528的长度必须设定 为15个数据字节或更多。由于使后续的VFO 522长达71个数据字节，即使扩充保护区528 和VF0区522的重叠区变得宽一点，在再现信号时也没有不利效果(因为充分确保了使不 重叠的VF0区522中再现参考时钟信号同步所需的时间)。所以，扩充保护区528能够设定 为大于15个数据字节的数值。如上所述，可能有罕见情形在连续记录中将发生抖动滑动， 记录位置将漂移一个抖动周期。如(5)式可见，抖动周期对应于7. 75(大约8)个数据字节。 因此，考虑到这一点，在本实施例中把(13)式修改如下
扩充保护区528的长度设定为(15+8) = 23个数据字节或更多
(14) 在图80的实施例中，如同在缓冲区537中，给出一个数据字节的余量，而且扩充保 护区528的长度设定为24个数据字节。 在图80(e)中，必须准确地设定记录簇541的记录开始位置。本实施例的信息记 录和再现装置通过使用可重写或可记录信息存储介质上先前记录抖动信号，检测记录开始 位置。如图69(d)可见，除了抖动同步区580以外，所有区的模式都改变为从NPW至4个抖 动单位的IPW。反之，在抖动同步区580中，由于抖动切换单位从4个抖动部分地漂移，因而 抖动同步区580最容易检测。所以，本实施例的信息记录和再现装置检测抖动同步区580 的位置，然后准备记录过程并开始记录。因此，记录簇541的起始位置必然在恰好在抖动同 步区580之后的非调制区590中。图81显示了其内容。紧接物理段的切换之后提供了抖 动同步区580。如图69(d)所示，抖动同步区580的长度相当于16个抖动周期。检测到抖 动同步区580之后，需要8个抖动周期，作为准备记录过程的余量。如图81所示，考虑到随 机漂移，记录簇541的开始位置处现有的VFO区522的开始位置必须置为物理段切换位置 之后的24个抖动或更多。 如图80所示，重写时在重叠区541中记录过程进行许多次。重复重写时，抖动槽 纹或抖动槽脊的物理形状改变(或者说恶化)，导致抖动再现的信号质量下降。在本实施例
80中，如图80(f)或图69(a)和图69(d)所示，防止了重写或附加记录时重叠区541在抖动同 步区580或抖动地址区586中延伸，然后把它记录在非调制区590中(图131A和图131B 中的要点(K3 4 ))。由于特定抖动模式(NPW)仅仅在非调制区590中重复，即使抖动再现的 信号质量已经部分恶化，该信号也能够以前后抖动再现的信号补充。如上所述，作出的设置 使重写或附加记录时重叠区541的位置可以在非调制区590中延伸，有可能防止由于抖动 同步区580或抖动地址区586中形状恶化使抖动再现的信号质量恶化，它产生了确保从抖 动地址信息610获得稳定的抖动检测信号的效果。 图82显示了在可记录信息存储介质上记录附加数据的方法实施例。虽然在本实 施例中图79(b)的方法用于可记录信息存储介质上记录簇的布局，但是本发明不限于此。 例如，可以使用图79(a)的方法。由于在可记录信息存储介质上仅仅进行一次记录，所以不 需要上述随机漂移。如图81所示，在可重写信息存储介质上也进行设置，使得数据段的开 始位置可以从物理段的开始位置延伸24个抖动或更多(图131A和图131B中的要点(K5))， 结果是重叠区在抖动的非调制区中延伸。 正如在第192个字节处"记录标记极性(标识或者高至低或者低至高)信息"中已 经讲解的，高至低的记录薄膜和低至高的记录薄膜在本实施例中都允许使用。图83显示了 本实施例中确定的高至低的记录薄膜和低至高的记录薄膜的反射率范围。这个实施例的特 征在于，高至低的记录薄膜上未记录部分反射率的下限设定得高于低至高的记录薄膜上未 记录部分反射率的上限(图135中的要点(M))。当信息存储介质安装在信息记录和再现装 置或者信息再现装置中时，图1中的限制电平检测部件132或PR均衡电路130能够测量记 录部分的反射率，判断薄膜是高至低的还是低至高的记录薄膜，使得判断记录薄膜的类型 非常容易。通过改变许多制造条件而形成和测量高至低的记录薄膜和低至高的记录薄膜， 结果发现，如果高至低的记录薄膜上未记录部分反射率下限和低至高的记录薄膜上未记录 部分反射率上限之间的反射率a设定为36% (图135中的要点(Ml))，那么记录薄膜的生 产率高，而且记录薄膜的成本容易降低。如果使低至高的记录薄膜上未记录部分("L"部 分)的反射率范围801与单面双层只再现信息存储介质的反射率范围803 —致(图135中 的要点(M3))，而且使高至低的记录薄膜上未记录部分("H"部分)的反射率范围802与 单面单层只再现信息存储介质的反射率范围804 —致(图135中的要点(M2))，那么与只 再现信息存储介质的可交换性良好，信息再现装置的再现电路能够共享，能够以低成本生 产信息再现装置。在这个实施例中，为了提高记录薄膜的生产率，而且使记录薄膜的成本 更加容易降低，通过改变许多制造条件而形成和测量高至低的记录薄膜和低至高的记录薄 膜，结果是低至高的记录薄膜上未记录部分("L"部分)的反射率下限13设定为18%，其 上限Y设定为32%，高至低的记录薄膜上未记录部分("H"部分)的反射率下限S设定 为40%，其上限e设定为70%。 图114和图115显示了本实施例中多种类型记录薄膜上未记录位置和已记录位置 中每一种的反射率。在如图82所示确定未记录部分的反射率范围时，信号出现在低至高 的记录薄膜上压制区(包括系统导入SYLDI)中以及记录标记区(数据导入/导出DTLDI、 DTLDO和数据区DTA)中的同一方向上，带有槽纹电平作为参考。同样，信号出现在高至低 的记录薄膜上压制区(包括系统导入SYLDI)中以及记录标记区(数据导入/导出DTLDI、 DTLDO和数据区DTA)中的相反方向上，带有槽纹电平作为参考。使用这种现象不仅有助于
81识别记录薄膜是低至高的记录薄膜还是高至低的记录薄膜，而且使与低至高的记录薄膜和 高至低的记录薄膜都兼容的检测电路设计更加容易。
上述实施例所示的操作优点依次阐述如下。 图125至图135列出了上述实施例的要点。要点组合的效果显示在图125至图 135的若干列中。带有最高贡献的每种效果以众标注。剩余的效果按贡献比例下降的次序 以◎ 、O或A标注。要点组合的优点泛泛地陈述如下。
优点1。确定最优记录条件 稳定地检测到脉冲切割区BCA后，从限制电平检测时稳定读出的边缘强度判断能 否使用推荐的记录条件信息。如果已经确定此条件信息无法使用，驱动器测试域就需要慎 重地确定记录条件。所以需要测试域的扩充及其位置的管理。 对这种效果有贡献的要点依次为(E2) 、 (G3) ; (Al) 、 (B) 、 (Bl) 、 (E3) 、 (E4) 、 (E6)、 (G) 、 (G2) ; (A) 、 (B4) 、 (Gl) 、 (Gl a ) ; (B2) 、 (B3) 、 (E) 、 (El)。确切地说，贡献比例高的要点 为(E2)—使驱动器测试域能够扩充(图18A和图18B)，使得有可能增加试写次数及改进记 录准确性；以及(G3)—把光盘系统条件信息置于记录条件的起始位置(图23A和图23B)， 使得有可能高速判断恰好置于其后的记录条件是否适宜。
优点2。再现电路设置方法 稳定地检测到脉冲切割区BCA后，高速读取限制电平检测时稳定读出的高至低或 低至高的识别信息，最优电路调制到PR(l， 2， 2， 2， 1)，利用参考代码。 对这种效果有贡献的要点依次为(A3)、 (G2) ;(A1)、 (A2) 、 (B) 、 (Bl) 、 (G) ; (A)、 (B4) ;(B2)、(B3)。确切地说，贡献比例高的要点为(A3)—参考代码模式重复"3T3T6T"，从 而优化ETM&RLL(1， 10);以及(G2)—在物理格式信息或R物理格式信息中具有记录标记极 性信息(图23A和图23B)，使得高至低的记录薄膜和低至高的记录薄膜都得到允许，扩展了 记录薄膜的选择范围，有助于实现高速记录和成本降低。
优点3。确保用户记录信息再现的高可靠性 稳定地检测到脉冲切割区BCA后，在限制电平检测时再现系统导入信息，然后以 PRML方法再现用户记录信息。通过替换缺陷处的过程确保了记录信息的可靠性。稳定了再 现时的伺服。 对这种效果有贡献的要点依次为(A)、 (Al)、 (H)、 (Hl)、 (H2) 、 (H3) 、 (H4) 、 (H5); (C3 a ) 、 (C3 P ) 、 (C6) 、 (C7) 、 (G2) 、 (I) 、 (Jl) 、 (K) 、 (L10) 、 (L10 P ) 、 (L11) ; (A2) 、 (B) 、 (Gl)、 (Kl) 、 (K2)、 (K3)、 (L3)、 (L6 a)、 (L7)、 (L10 a) ;(Bl)、 (B2)、 (B4)、 (C3)、 (C4 a)、 (C8 a)、 (F) 、 (K3 a ) 、 (K3 P ) 、 (K3 Y ) 、 (K3 S ) 、 (K3 e ) 、 (K3 O 、 (K4) 、 (K5) 、 (1J) 、 (U a ) 、 (1J P )、 (L2) 、 (L11 a ) 、 (M) 、 (Ml) 、 (M2) 、 (M3) 、 (N) 、 (Nl) 、 (Nl a ) 、 (N2) 、 (N3) 、 (N4)。确切地说，贡 献比例高的要点为(A)—为了在数据区、数据导入区和数据导出区中再现而使用PRML(图 5和图9)，提高了信息存储介质的记录密度，尤其是改进了线密度；(A1)—利用PR(1，2，2， 2， 1)(图7)提高了记录密度，改进了再现信号的可靠性；(H)—把同一数据帧分布在多个小 ECC块上(图35)，改进了纠错能力，所以惠及所记录数据的可靠性；(Hl)—使同一物理扇区 交替地属于两个小ECC块(图35和图37)，实现了抗突发错误结构；(H2)——个ECC块包 括32个物理扇区(图31)，从而延长了能够纠错的介质表面上瑕疵的允许长度；(H3)—偶 数编号物理扇区的数据结构不同于奇数编号物理扇区(图37)，使P0插入方法更加容易，便利了纠错后的信息提取，并且简化了 ECC块的构建；(H4)—偶数编号的记录帧中插入P0之 处不同于奇数编号的数据帧中(图37)，使得有可能把数据ID布置在物理扇区的头部；以 及(H5)—奇数编号的记录帧中包括数据ID的小ECC块不同于偶数编号的记录帧中(它们 交替布置)(图84)，改进了数据ID再现可靠性，并且惠及存取可靠性。
优点4。縮短存取记录(重写或附加记录)处所需的时间 根据缺陷管理信息预先检验记录(重写或附加记录)处。这改进了再现地址信息 时的可靠性。 对这种效果有贡献的要点为(J) 、 (K3) 、 (L) 、 (L6) ; (H5) 、 (H6) 、 (J2) 、 (J3) 、 (J4)、 (J5) 、 (L5 a ) ; (C3 a ) 、 (C3 P ) 、 (E) 、 (El) 、 (E2) 、 (E3) 、 (E4) 、 (E5) ; (E6) 、 (E7) 、 (H) 、 (Hl)、 (H2) 、 (Jl) 、 (Jl a ) 、 (J2 a ) 、 (J2 |3) 、 (J3 a ) 、 (J3 |3) 、 (J3 Y ) 、 (J3 S ) 、 (J3 O 、 (J4 a )、 (J4 13) 、 (J4 y ) 、 (J4 S ) 、 (J4 e) 、 (J5 a ) 、 (J5 |3) 、 (J5 y ) 、 (J5 e) 、 (J5 O 、 (J6) ; (H3) 、 (N)、 (Nl) 、 (Nl a ) 、 (N2) 、 (N3) 、 (N4)。确切地说，贡献比例高的要点为(J)一以抖动相位调制预 先记录地址信息(图64)，使沟槽间隔更窄，使抖动信号容易同步；(K3)—如果记录位置已 经漂移，就在保护区中调制该位置(图80)，使得有可能把记录计时校正至记录位置中的漂 移；(U—在再现中再现出最新的RMD，在附加记录后在RMZ中附加地记录更新后的RMD(图 87、90、91)，以最后状态在记录管理数据RMD的附加记录和再现中有可能增大附加记录的 次数；以及(L6)—再现出RMD复制域RDZ后，搜索最新记录管理数据RMD的记录位置(图 108)，便利了使用RMD复制域RDZ的粗略搜索以及在最后边界区中的精细搜索。
优点5。记录稳定的准确性高的记录标记 对这种效果有贡献的要点为(Gl)、 (Gla)、 (G3) 、 (K3) ; (E) 、 (El) 、 (E2) 、 (E3)、 (E4) 、 (E5) 、 (E6) 、 (E7) 、 (J) 、 (J2) 、 (J3) 、 (J4) 、 (J5) 、 (K) 、 (K3 a ) 、 (K3 |3) 、 (K3 y ) 、 (K3 S )、 (K3 e) 、 (K3 O 、 (K4) 、 (K5) ; (A) 、 (Al) 、 (A2) 、 (A3) 、 (J2 a ) 、 (J3 a ) 、 (J3 |3) 、 (J3 Y )、 (J3 S ) 、 (J3 O 、 (J4 a ) 、 (J4 13) 、 (J4 Y ) 、 (J4 S ) 、 (J4 e) 、 (J5 a ) 、 (J5 |3) 、 (J5 Y ) 、 (J5 S )、 (J5 O 、 (J5 O 、 (J6) 、 (Kl) 、 (K2) 、 (K3)。确切地说，贡献比例高的要点为(Gl)—根据记录 速度使用修订信息(图23A和图23B)确保了功能扩展到将来的高速兼容介质，并且通过公 知为修订的简单方法应对若干标准；(Gl a )—对记录速度的最大值和最小值中的每一个， 可以设定不同的修订号(图23A和图23B)，扩展了能够开发之记录薄膜的选择范围，有可 能提供记录速度高或成本低的介质；(G3)—把光盘系统条件信息置于记录条件的开始位置 (图23A和图23B)，有可能高速判断置于恰好其后的记录条件是否可接受；以及(K3)—如 果记录位置已经漂移，就在保护区中调制该位置(图80)，使得有可能把记录计时校正至记 录位置中的漂移。 优点6。低至高的记录薄膜和高至低的记录薄膜都已考虑以标准化电路，简化了控 制。 对这种效果有贡献的要点为(B3) 、 (G2) 、 (M) 、 (Ml) ; (A) 、 (Al) ; (M2) 、 (M3) ; (A2)、 (A3)、 (B)、 (Bl)、 (B2)。确切地说，贡献比例高的要点为(B3)—在低至高的薄膜的脉冲切 割区中制作了微观凹凸(图9)，使BCA中的检测电平与SYLDI中一致(或者使此过程容 易)；(G2)—记录标记上的极性信息包括在物理格式信息或R物理格式信息中(图23A和图 23B)，高至低的记录薄膜和低至高的记录薄膜都允许，扩展了记录薄膜的选择范围，实现了 高速记录和成本降低；(M)—高至低的记录薄膜反射率的下限高于低至高的记录薄膜反射率的上限(图83)，仅仅通过测量反射率而确定记录薄膜的类型非常容易；以及(Ml)—高至
低的记录薄膜反射率下限和低至高的记录薄膜反射率上限之间的反射率设定为36% (图
83)，确保了记录薄膜的高生产率并便利了成本降低。 优点7。使数据结构可扩展，以提高管理方法的灵活性。 使记录管理域(RMZ)和测试域(DRTZ)可扩展，它改进了附加记录次数的上限和试 写次数的上限。设定扩充区提高了存取频率。改进地址信息或记录信息的可靠性使存取可 靠性得以提高，它缓解了存取期间控制所述装置的负担(或者存取期间处理错误的负担)。
对这种效果有贡献的点是(C) 、 (Cl) 、 (C3) 、 (C4) 、 (C8) 、 (Gl) 、 (L6 a ) 、 (L7) 、 (L8)、 (L11a) ;(C3 a)、 (J5)、 (J5 O 、 (L4)、 (L6)、 (L13)、 (L14) ;(C3 P)、 (C6)、 (C7)、 (C8 a)、 (E) 、 (El) 、 (E2) 、 (E3) 、 (E4) 、 (E5) (E6) 、 (E7) 、 (H) 、 (Hl) 、 (H2) 、 (H3) 、 (H4) 、 (H5) 、 (H6) 、 (J2)、 (J2 13) 、 (J3) 、 (J5 a ) 、 (K) 、 (K3) 、 (L) 、 (Ll) 、 (LI a ) 、 (Ll P ) 、 (L2) 、 (L3) 、 (L4 |3) 、 (L5)、 (L5 a ) 、 (L9) 、 (L9 a ) 、 (L10) 、 (L10 a ) 、 (L10 P ) 、 (L11) 、 (L12) 、 (L12 a ) 、 (L12 P ) 、 (L12 y )、 (L13 a ) 、 (L13 P ) 、 (L14 a ) 、 (M) 、 (N) 、 (Nl) 、 (Nl a ) 、 (N2) 、 (N3) 、 (N4) ; (C2) 、 (C4 a ) 、 (C5)、 (J2 a ) 、 (J5 13) 、 (J2 y ) 、 (J5 S ) 、 (Ml) 、 (M2) 、 (M3)。确切地说，贡献比例高的要点为(0 — 使得记录管理域可扩充(图92和93)，从而能够扩充RMD记录区和提高附加记录数目的上 限；(Cl)—使得在每个边界内BRDI (图86A和图86B)中都可设置记录管理域，从而能够显 著地增加在边界区中的附加记录数目；(C2)—将第一边界区BRDAftl中的记录管理域置于 数据导入区DTLDI(图16)中，因而与数据导入共享在第一个边界区中的边界内，从而有可 能高效地使用数据区；(C3)—在数据导入区DTLDI (图16)中放置RMD复制域RDZ，冗余地记 录着部分记录管理数据RMD，从而在因为缺陷等原因不可能再现数据的情况下，有可能恢复 数据；(C3 a ) —在RMD复制域RDZ中，记录与边界区有关的最后记录管理数据RMD (图16)， 从而有可能高效地使用RMD复制域RDZ，以及增大附加记录的数目；(C3 13)—每次形成新的 RMZ时，都在RMD复制域RDZ中(图17A和图17B)记录最后的RMD，从而显著地增大了可 记录信息存储介质上的附加记录数目，使得检索最近的RMD位置更加容易，并且改进了 RMD 可靠性；(C4)一在数据导入区中记录RDZ导入(图17A和图17B)，就有可能判断信息存储 介质是否使用过；(C4a) — RDZ导入RDZLI置于RMD复制域RDZ中(图17A和图17B)，就 有可能縮短获取必要信息所需要的时间；(C5)—将RDZLI尺寸或RMD尺寸设置为64kB(图 17A和图17B)，就有可能预防RDZLI或RMD的记录效率降低；(C6)—重复地写入RMD的复 制CRMD (图86A和图86B)，从而改进了 RMD的复制CRMD的可靠性；(C7)—重复地写入更新 的物理格式信息(图86A和图86B)，从而改进了更新的物理格式信息的可靠性；(C8)—将 R区域用作扩充记录管理域RMZ(图103)，将显著地增加在同一边界区中附加记录的数目； (Gl)—根据记录速度使用修订信息(图23A和图23B)，确保了对未来高速兼容的介质进行 功能扩展，并且能够以称为修订的简单方法应对若干标准；(L6 a )—RMD用于管理RMZ的位 置(图92)，使用RDZ搜索RMZ的位置更加容易；(L7)—在初始化、R区域保留即R区域结 束、衔接结束或记录中断时更新MD(图89和图IOI)，从而简化了再现期间的搜索控制，并 且在附加记录期间更加容易地搜索可记录区；(L8)—当RMZ被充满，即当在RMZ中的剩余 保留区耗尽时，形成新的RMZ(图91)，从而有可能不仅可以附加地记录更新的RMD，而且可 以进行附加记录；(Lll a )—扩充驱动器测试域EDRTZ也包括在新的数据导出区NDTLDO中 (图119、120和18)，从而防止了信息再现装置错误地访问扩充驱动器测试域EDRTZ。
优点8。确保了不同类型介质之间的可交换性，有助于简化信息记录和再现装置以 及信息再现装置 当设置新的记录管理域(RMZ)时，或当衔接结束时，用特定数据填充数据中的缝 隙，从而确保了在信息再现装置上由DPD方法稳定地跟踪。考虑到脉冲切割区BCA信息或 物理格式信息，则保证了各种类型介质之间的可交换性，从而使控制电路标准化，有助于简 化信息再现装置以及信息记录和再现装置，并且降低了成本。同时保证了该处记录信息的 稳定再现，进一步简化了信息再现装置以及信息记录和再现装置，并且降低了更多的成本。
对这种效果有贡献的点是(A) 、 (B) 、 (Bl) 、 (G) 、 (H) 、 (L2) 、 (L10) 、 (L10 P )、 (Llla) ;(N) ;(A1)、 (A2)、 (A3)、 (B2) 、 (B4) 、 (F) 、 (HI) 、 (H2) 、 (H3) 、 (H4) 、 (H5)、(朋)、 (J5 O 、 (L3) 、 (L) 、 (LI) 、 (LI a ) 、 (LI 13) ; (B3)。确切地说，贡献比例高的要点为(A)—在 数据区、数据导入区和数据导出区中为进行再现而使用PRML(图5和图9)，提高了信息存储 介质的记录密度，尤其是改进了线密度；(B)—在系统数据导入区和系统数据导出区中为再 现而使用限制电平检测方法(图3和图9)，保证了与现有DVD的可交换性，并使再现标准 化；(Bl)—把系统导入区和系统导出区中每一个的密度都设置得低于数据导入区和数据导 出区中的每一个(图13至图15)，保证了与现有DVD的可交换性，并使再现标准化；(G)—使 物理格式信息的位置标准化(图22A和图22B)，有助于装置中的信息再现处理标准化和简 化；(H)—将同一数据帧分布在多个小ECC块上(图35)，从而增强了纠错能力以及记录数 据的可靠性；(L2)—在对应边界区终了或封盘时，用最后的记录管理数据填充保留区(图 17和图85)，保证了 DPD的稳定跟踪，并且改进了最后记录管理数据RMD的可靠性；(L10)— 在衔接终了时填充RMZ，记录PFI并记录边界外BRDO(图94)，从而不仅保证了只再现装置 上的稳定跟踪，而且保证了记录信息的访问过程；(LIOP)—在衔接终了时填充R区域(图 97)，从而由DPD防止光头偏离R区域中的轨道；(L11 a )—当第二个或之后的边界区BRDA 终了时，把最新的RMD复制到RDZ内(图95)，使得在第二个或之后边界区BRDA中容易搜索 RDZ的位置，从而使得访问控制更加容易和更加可靠；(N)—根据数据ID中的区域类型信息 935设置数据导出位置标识信息(图118、 119和图120)，使得访问后能够立即从数据ID获 知数据导出的位置，从而便利了访问控制。 此外，图136和图137显示了本实施例可重写信息存储介质上数据区的组结构。 显示了另一个实施例的图138展示了与抖动数据单位中调制区主要位置和次位置有关的 调制区布局。图139显示了在可记录信息存储介质上，记录辅助数据方法的另一个实施例。 图140显示了控制数据域数据结构的另一个实施例。图141A和图141B显示了物理格式信 息和R物理格式信息的另一个实施例。 图136和图137显示了图12A和图12B中可重写信息存储介质上数据区的组结构。
如图12A和图12B所示，物理扇区号从槽脊(L) 一侧开始以升序设置。显示在图 18A和图18B中的备用区SPA对应图136和图137中每一幅的备用区。在数据区DTA的最 内槽脊区(范围从物理扇区号"30000h"到"41F7F"的区域)设置备用区SPA。
图138(b)显示了与图74(b)有关的另一个实施例。图138(a)、图138(c)和图 138(d)分别对应图74(a)、图74(c)和图74(d)。尽管在图74(b)中，向IPW区分配了4个 抖动，向由IPW区封闭的NPW区分配了 6个抖动，但是本发明不限于此。例如，如图138(b) 所示，向IPW区可以分配6个抖动，向由IPW区封闭的NPW区可以分配4个抖动。
图139显示了在图82所示可记录信息存储介质上记录辅助数据方法的另一个实 施例。 在物理段块边界位置之后24个抖动的位置是写入起始点。从此点将附加记录的 新数据用于形成71数据字节的VF0区，然后记录在ECC块的数据区中(数据字段)。写入 起始点与刚刚记录的数据缓冲区537的结束位置一致。在扩展保护字段528后再过8个数 据字节之处是附加数据的记录结束位置(写入结束点)。所以，附加记录数据时，刚刚记录 的扩展保护字段529与附加记录的VFO区重叠8个数据字节。 图140显示了图22A和图22B所示控制数据域数据结构的另一个实施例。
如图16(c)所示，控制数据域CDZ是压纹坑区211的一部分。控制数据域CDZ由 192个数据段组成，从物理扇区号15129 (024F00h)开始。在图140的实施例中，控制数据段 CTDS由16个数据段组成，版权数据段CPDS由16个数据段组成，在控制数据域CDZ的两处 提供，两处之间设置了保留区RSV。在两处提供控制数据段CTDS和版权数据段CPDS增加了 记录信息的可靠性。不仅如此，在两处之间提供保留区RSV加宽了两处之间的物理距离，从 而减轻了在信息存储介质表面由瑕疵等导致的突发错误效应。 在控制数据段CTDS中，前三条物理扇区信息即相对物理扇区号"0"至"2"的信息 记录16次，如图140(c)所示。16次冗余地写入信息增强了所记录信息的可靠性。在图23A 和图24B或图141中写入的物理格式信息PFI记录在数据段的第一个物理扇区中，其相对 物理扇区号是"0"。此外，光盘制造商信息DMI记录在数据段的第二个物理扇区中，其相对 物理扇区号是"l"。 不仅如此，版权保护信息CPI记录在数据段的第三个物理扇区中，其相对物理扇 区号是"2"。保留其相对物理扇区号在"3"至"31"范围内的保留区RSV，以备系统使用。
至于光盘制造商信息匿I，光盘制造地的名称用128字节记录，在第0字节到第 127字节的范围内，光盘制造商所在地点的信息(指示在何地点制造介质的信息)用128个 字节记录，在第128个字节到第255个字节的范围内。 光盘制造地的名称以ASCII码写入。光盘制造商可用的ASCII码从"00h"至 "0Dh"(回车符)以及从"20h"至"7Eh"的代码。光盘制造地的名称从此区域中的第一个 字节开始写入。剩余的区域部分以数据"ODh"填充(即终止)。作为替代的另一个实施例， 制造商名称能够写入的光盘区域的尺寸可以设置为从第一个至"ODh"的范围。如果光盘制 造地的名称比这个尺寸长，可以在"ODh"处截断名称，超过"ODh"的剩余部分可以用数据 "20h"填充。 至于光盘制造商所在地点的信息(指示在何处制造介质的信息)，使用ASCII代码 写入对应的国家和地区。如同光盘制造商名称的区域，地点信息可用的ASCII码从"00h" 至"ODh"以及从"20h"至"7Eh"的代码。光盘制造商所在的地点从此区域中的第一个字节 写入。剩余的部分用数据"ODh"填充(即终止)。作为另一个实施例，光盘制造商所在地点 信息的尺寸可以设置为从第一个至"ODh"的范围。如果光盘制造商所在地点的信息比这个 尺寸长，可以在"ODh"处截断此信息，超过"ODh"的剩余部分可以用数据"20h"填充。
图140(c)的保留区用数据"00h"填充。 图141A和图141B显示了图23A和图23B所示的物理格式信息和R物理格式信息 之数据结构的另一个实施例。图141A和图141B进一步显示了与"更新的物理格式信息"的比较。在图141A和图141B中，第0字节至第31字节用于记录DVD族公共信息269的区 域，第32和之后的字节用于各项写入标准。 在可记录信息存储介质中，如图16(c)所示，记录在数据导入区DTLDI之R物理信 息域RIZ的R物理格式信息，以向物理格式信息PFI (HD_DVD族公共信息的复制)加入边 界区(第一个衔接的最外地址)起始位置信息的方式记录，如图88中的讲解。此外，在图 21B(d)或86B(d)所示的边界内BRDI的更新后物理格式信息U_PFI中，向物理格式信息PFI 中(HD—DVD族公共信息的复制)加入了更新后的起始位置信息(其衔接的最外地址)，并且 记录结果信息，如图88中的讲解。在图23A和图23B中，边界区的起始位置信息放置在第 197至第204字节的范围内，而在图141A和图141B的实施例中，此信息放置在第133至第 140字节的范围内，位于记录条件信息之前，DVD族公共信息269之后，包括峰值功率和偏置 功率1 (或能够根据修订唯一设定的信息内容264)。 不仅如此，像边界区的起始位置信息，在第133字节到第140字节的范围放置更新 后起始位置信息，它位于记录条件信息之前，包括峰值功率和偏置功率1 (或能够根据修订 唯一设定的信息内容264)，以及在DVD系列公共信息269之后。如果将来修订号增加并且 需要高精度记录条件，有可能会使用第197到第207字节，作为可重写信息存储介质的记录 条件信息。在这种情况下，如果R物理格式信息(如图23A和23B的实施例中，记录在可记 录信息存储介质上)的边界区起始位置信息，在第197字节到第204字节的范围放置，可重 写信息存储介质和可记录信息存储介质之间的对应关系(可交换性)按照依据条件布局消 失。如图141A和141B所示，在边界区的起始位置放置信息，以及在第133字节到第140字
节的范围放置更新起始位置信息产生的结果，能够保证可重写信息存储介质和可记录信息 存储介质之间的对应关系(可交换性)，即使将来记录条件的信息量增加。在边界区起始位 置信息的具体信息内容中，当前使用的边界区域BRDA之外，边界外BRDO的起始位置信息， 使用物理扇区号(PSN)写入在第133字节至第136字节的范围内，将要使用的有关边界区 域BRDA的边界内BRDI起始位置信息，使用物理扇区号(PSN)写入在第137字节至第140 字节的范围内。 不仅如此，当重新设置边界区域BRDA时，更新的起始位置信息的具体信息内容代 表最新边界区的位置信息。当前使用的边界区域BRDA之外，边界外BRDO的起始位置信息， 使用物理扇区号(PSN)写入在第133字节至第136字节范围内，将要使用的有关边界区域 BRDA的边界内BRDI起始位置信息，使用物理扇区号(PSN)写入在第137字节至第140字节 范围内。如果无法记录下一个边界区域BRDA，用"OOh"填充该区域(第137字节至第140 字节的范围)。 图141A和141B的实施例不同于图23A和23B的实施例在于，移动了"光盘制造商 名称信息"和"光盘制造商附加信息"，并且替换了第128字节和之后的极性信息(识别是 H-L还是L-H)。 下面将进一步详细讲解缺陷管理特征部分的实施例。 首先将参考图142至155，讲解第一缺陷管理方法。图142示意地显示了根据本发 明实施例的信息存储介质(即光盘)的数据结构。如图142所示，信息存储介质的数据结 构具有在DMA之间的备用区SA和用户区域UA。图142的数据结构仅仅是本发明实施例的 信息存储介质数据结构的一个实施例。本发明信息存储介质的数据结不限于此。
用户区域UA是存储用户数据的区域。备用区SA中记录的数据用于替换原本记录 在用户区的缺陷区中的数据。缺陷区是ECC(纠错代码)块中的区域。换言之，在备用区SA 记录的ECC块数据用于作替换。如之后所述，DMA可以被设计成具有DMA计数器(或覆写 管理区域)。在那种情况下，DMA计数器的计数就反映了覆写DMA的次数。
图143是一幅有助于讲解替换过程的流程图。如图143所示，在用户区域出现缺陷 区中要记录的数据，以替换方式记录在备用区SA中(STT1)。除此之外，被替换区域的起始 地址(或缺陷区)以及替换用区域的起始地址(或备用区SA的特定区域)在DMA的SDL(二 级缺陷列表)中注册。例如，如图142所示，在内部圆周和外部圆周上都提供了DMA。在每 个DMA的SDL中都注册相同的数据。在SDL中注册信息之后，SDL的更新计数器加1 (STT2)。
传统上，在所用介质的固定物理地址区域中放置DMA。另外，为了使DMA更具有抗 缺陷性，在介质的多个地方放置已经存储相同内容的DMA。例如，在DVD-RAM的情况下，在最 内圆周的两处和最外圆周的两处提供DMA。换言之，在总共四处放置DMA。在四个DMA中记 录相同的内容。 图144示意地显示了本发明信息存储介质上提供的DMA数据结构。如图144所示， 所用信息存储介质具有多个DMA。每个DMA由DDS/PDL块和SDL块组成。PDL是Primary Defect List(主缺陷列表)的縮写。每个DDS/PDL块和SDL块都是一个ECC块(=32kB)。 尽管作为实例，将讲解一个ECC块包含32kB的情况。 一个ECC块可以由64kB组成。由64kB 组成的ECC块将在后面详细说明。 为了增加DMA的抗缺陷性，本发明的信息存储介质如此设计当目前正在使用的 DMA已经损坏时，将DMA中存储的缺陷管理信息转送至新的DMA。"当所用DMA已经损坏时" 表明"当覆写DMA的次数几乎达到在有DMA介质上的容许覆写数时"，或"当缺陷的数目增 加到无法纠正时"。 每个DMA具有的尺寸都是ECC块的整数倍，后者是驱动器中的真正单位。在 DVD-RAM中，一个ECC块由16个扇区组成。 一个ECC块的尺寸是32kB。 PDL是主缺陷注册 列表，SDL是二级缺陷注册列表。在PDL中，注册了介质格式化中执行证实过程期间发现的 缺陷，即关于初始缺陷的缺陷管理信息。在SDL中，注册了正常记录中(例如用户数据记 录)发现的缺陷，即关于二级缺陷的缺陷管理信息。缺陷管理信息包括被替换区域的地址， 以及替换用区域的地址。如果每个这些列表的尺寸都在增加，能够注册的缺陷数目就在增 加。DMAO至DMAn按顺序布置和使用，从DMAO开始。 图145显示了向包括在DMA中的DDS/PDL块的起始扇区中写入内容的实例，在
DDS/PDL块的特定区域中，安排了 4字节DDS/PDL更新计数器和4字节DMA记录计数器1等。 每次更新DDS/PDL块的内容，DDS/PDL更新计数器加1 。 DMA记录计数器1是计数 器，当覆写DDS/PDL块时向上计数。当初始化介质时(第一次)，所有的DMA记录计数器l 设置为O。这种计数器的使用将在后面说明。 图146显示了向包括在DMA中的SDL块写入内容的实例，在SDL块的特定区域中， 布置了 4字节SDL更新计数器、4字节DMA记录计数器2以及多条SDL项等。
确切地说，在SDL块中，SDL标识符写在字节位置(PB) 0_1中，SDL更新计数器写在 字节位置(PB)4-7中，DMA记录计数器2写在字节位置(PB)4_7中。
如同在DDS/PDL块中，在SDL块中，每次更新SDL块的内容，SDL更新计数器加1。 因此，计数器确定了 SDL物理段块的更新总数目。在辅助备用区的起始物理扇区号中，如果 备用区还未分配，设置为全0。备用区从物理段的第一个物理扇区起始，逻辑扇区的总数指 示该用户区域中逻辑扇区的总数。 DDS/PDL更新计数器代表DDS/PDL物理段块更新和覆写的总数。备用区的所有旗 标指示是否能够使用在对应备用区中的备用物理段块。所用的装置根据这些旗标作出决 策，使得可以进行顺利的处理。如果已经没有分配过的备用区，即备用区已经用尽，就将这 些旗标设定为"l"。如果已经分配或扩充了备用区，将这些旗标设定为"O"。 SDL中项数指 示在SDL中的项数。 DMA记录计数器2是计数器，当更新即覆写SDL块时，向上计数。在SDL块中写入 了二级缺陷管理信息。当(第一次)初始化介质时，所有的DMA记录计数器2设置为0。这 种计数器的使用将在后面说明。 图147显示了包括在SDL块中的多个SDL项之一的数据结构实例，一个SDL项由例 如8字节组成。在一个SDL项中，提供了一个3字节字段，其中要写入被替换区域的地址， 以及另一个3字节字段，其中要写入替换用区域的地址。替换在例如ECC块中完成。在每 个用于被替换区域的地址的字段和用于替换用区域的地址的字段，都注册了对应ECC块中 包括的起始扇区地址。在图147数据结构的实例中，已经分配了3字节字段用于地址说明。 指定字段地址的尺寸随着介质容量增大(或地址空间增大)而增加。 图148是状态转换图，有助于讲解使用DMA序列的方法。DMA序列包括(n+l)DMA， 在DMAO至DMAn范围内。如果当前所用DMA是DMAO，可以认为在DMA1至DMAn范围内的DMA 是备用DMA。 包括在DMA序列的多个DMA被顺序使用，从DMAO开始。在初始状态下，使用DMAO， DMA1和随后的处于未使用状态。如果在DMA0中的缺陷数目增加，或覆写的数目超过了规定 的数目，将DMAO转入使用过区域，并且将存储在DMAO中的缺陷管理数据记录在DMAl中用 于替换。从此以后，顺序地使用DMA使得介质能够连续地使用而不破坏系统，即使出现了缺 陷或覆写故障。 图149显示了在对应DMA中提供的各个计数器状态和DMA(部分1)转换之间的关 系。DDS/PDL更新计数器和SDL更新计数器是累积计数器，它们累积向上计数，即使当DMA 进行转换时(从DMAO到DMAl)。 如图149所示，DMA计数器在DMA的特定区域中提供。DMA计数器是计数器，每次 重写DMA时加1。换言之，包括在DMA中DDS/PDL块的DMA记录计数器1的计数和包括在 DMA中DDS/PDL块的DMA记录计数器2的计数，其中较大者就是DMA计数器的计数。
确切地说，检查DMA计数器的计数，使得有可能获知当前所用DMA已经覆写的次 数。换言之，DMA计数器的计数可以视为代表了作为DMA覆写的结果，对DMA造成的损害。
向介质上记录信息的信息记录和再现装置，向备用DMA (例如DMAl)转移当前所用 DMA(例如DMAO)，其范围不能超过根据本介质特性预定的允许覆写次数(Nov)。当然，为了 最有效地使用当前所用DMA，所希望的是使用该DMA，直到已经达到该DMA计数器的最大值 (Nov-1)。即使还未达到该DMA计数器的最大值，如果信息记录和再现装置检测到当前所用 DMA的缺陷数目增加，它也将当前所用DMA移动至备用DMA。只有当每个DMA开始使用时，
89才向它输入数值。换言之，不向未使用的DMA输入值。如果在信息记录和再现装置之内安 装介质，为了获知当前所用DMA位置，该装置检索DMA记录计数器1和2的计数是0的DMA。 如果已经发现了 DMA记录计数器1和2的计数是0的DMA (例如DMA2)，在被发现DMA (例如 DMA2)之前的DMA(例如DMA1)立即识别为当前所用DMA。如果未发现DMA记录计数器1和 2的计数是0的DMA (例如DMA2)，最后的DMA (例如DMAn)识别为当前所用DMA。
图150显示了在对应DMA中提供的各个计数器状态和DMA(部分2)转换之间的关 系。在图149中，已经讲解了 DDS/PDL更新计数器和SDL更新计数器累积向上计数，即使当 DMA进行转换时也累积向上计数的情况。在图150中，将讲解当DMA进行转换时(从DMAO 到DMA1)，重新设置DDS/PDL更新计数器和SDL更新计数器的计数情况。
如图150所示，DMA计数器在DMA的特定区域中提供。DMA计数器是计数器，每次 重写DMA时加1 。换言之，包括在DMA中DDS/PDL块的DDS/PDL更新计数器(DMA记录计数 器1)计数和包括在DMA中SDL块的SDL更新计数器(DMA记录计数器2)计数，其中比较大 的那个就是DMA计数器的计数。 在图150的情况下，每次移动DMA,重新设置DDS/PDL更新计数器和SDL更新计数 器。因此，在这种情况下，DDS/PDL更新计数器以与DMA记录计数器2相同的方式操作。SDL 更新计数器以与DMA记录计数器2相同的方式操作。从而在图150的情况下，可以省略DMA 计数器1和2。 图151是一幅流程图，有助于讲解检索当前所用DMA的过程。检索当前所用DMA 的过程，由图156中信息记录和再现装置的主控制部件执行，如上所述，本发明的信息存储 介质是这样设计DMA因为覆写等原因而进行转变。因此如果在信息记录和再现装置安装 光盘，必须检索当前所用DMA。提供介质上每个DMA (DMAO至DMAn)中的DMA记录计数器l 和2，当初始化介质时的那一刻，每个DMA (DMAO至DMAn)中的DMA记录计数器1和2的计数 都已经设定为0。当开始使用介质时，DMA1中的DMA记录计数器1和2的计数增加。当进 一步继续使用介质时，DMA2中的DMA记录计数器1和2的计数增加。DMAO至DMAn的使用 顺序事先确定。使用它们顺序如下DMAO — DMA1 — DMA2 —…一DMAn。因此，在各个DMAO 至DMAn中检查DMA记录计数器1和2计数，使得有可能发现当前所用DMA。
如图151所示，如果在信息记录和再现装置之内安装介质，为了获知当前所用DMA 位置，该装置检索DMA记录计数器1和2的计数是0的DMA (STT21)。如果已经发现了 DMA记 录计数器1和2的计数是0的DMA (例如DMA2) (STT22中为是)，在所发现DMA (例如DMA2) 之前的DMA(例如DMA1)立即识别为当前所用DMA(STT24)。如果未发现DMA记录计数器1 和2的计数是O的DMA(例如DMA2) (STT22中为否)，最后的DMA(例如DMAn)识别为当前所 用DMA(STT23)。 图152是一幅流程图，有助于讲解注册和更新DMA的过程。注册和更新DMA的过 程，由图156中信息记录和再现装置的主控制部件20执行。基于DMA中DMA计数器的计数， 主控制部件20判断对当前所用DMA重写的次数，是否已经超过了指定的值(STT31)。如果 判定重写次数已经超过了特定的值(STT31中为是)，主控制部件20判断，是否能够移动存 储在当前所用DMA中的缺陷信息(或是否存在备用DMA)。如果判定能够移动该缺陷信息 (STT34中为是)，主控制部件20将该存储在当前所用DMA中的缺陷信息，移动至作为下一 个目标的DMA组(STT35)。此时，也接管了必要数值。例如，在图149的情况下，接管了 DDS/PDL更新计数器和SDL更新计数器的数值。 即使重写的次数比指定数值少(STT31中为否)，如果主控制部件20感知该DMA中 已经出现了许多缺陷(STT32中为是)，它就判断是否能够移动存储在当前所用DMA中的缺 陷信息(或是否存在备用DMA)。如果判定能够移动该缺陷信息(STT34中为是)，主控制部 件20将该存储在当前所用DMA中的缺陷信息，移动至作为下一个目标的DMA组(STT35)。 如果判定无法移动该缺陷信息(STT34中为否)，主控制部件异常结束该过程。
如果对当前所用DMA重写的次数比指定数值少(STT31中为否)，并且如果在当前 所用DMA中还未出现许多缺陷(STT32中为否)，根据需要更新当前所用DMA(STT33)。
图153是状态转换图，有助于讲解使用数个DMA序列的方法。如图148所示，已经 讲解了使用单个DMA序列的方法，换言之，已经讲解了包括DMA0至DMAn的DMA序列情况。 图148所示，将讲解数个DMA序列的使用。换言之，将讲解包括DMA0至DMAn的所述数个 DMA序列的每种情况。 如图153所示，例如，将讲解带有四个DMA序列的信息存储介质。四个DMA序列放 置在不同的地方。例如在介质最内圆周放置了DMA序列1和2，在介质最外圆周放置了DMA 序列3和4。假定已经感知出现了许多缺陷，例如DMA序列1至4之中的DMA序列3(图153 的初始状态)。图156中信息记录和再现装置的主控制部件也感知已经出现了许多缺陷。 作为缺陷检测的结果，所有DMA序列中当前所用DMA(例如DMAO)的缺陷管理信息，移动(或 记录)至下一个DMA(例如DMA1)(作为替换)(图153中的第二种状态)。图156中信息记 录和再现装置的主控制部件移动(或记录)这些缺陷管理信息(作为替换)。
图154是一幅有助于讲解导入区和导出区的图，其中提供了数个DMA序列。如图 154所示，介质(光盘)1在最内圆周中具有导入区A1，在最外圆周中具有导出区A3。不仅 如此，介质1在导入区A1和导出区A3之间具有数据区A2。数据区A2包括用户区域UA和 备用区SA。 在最内圆周中的导入区A1包括第一DMA序列(DMA序列1、2)和最外圆周中的导 出区A3包括第二DMA序列(DMA序列3、4)。在最内圆周和最外圆周中放置DMA序列，使得 数个DMA序列以这样的方式布置它们物理上相互分离。其结果是DMA更具有抗缺陷性。
图155是一幅流程图，有助于讲解从介质再现数据的过程，其上已经布置了数个 DMA序列。如果向图156中信息记录和再现装置安装介质，该装置从所有的DMA序列中检索 当前所用DMA，并且从当前所用DMA读取缺陷管理信息(ST41)。确切地说，如果将其应用于 图153的情况，该装置从DMA序列1检索当前所用DMA (例如DMA1)，从DMA序列2检索当前 所用DMA (例如DMA1)，从DMA序列3检索当前所用DMA (例如DMA1)，并且进一步从DMA序 列4检索当前所用DMA(例如DMA1)。检索当前所用DMA的过程如在图151中所述。
如果因为缺陷等的影响，无法从任何DMA读取缺陷管理信息(ST42中为否)，此过 程异常结束。如果从DMA已经读取了缺陷管理信息，检查DMA中的DDS/PDL更新计数器和 SDL更新计数器的计数。在每个DMA序列的当前所用DMA中都必须已经记录该相同的信息。 因此， 一个DMA中的DDS/PDL更新计数器和SDL更新计数器的计数必须与另一个DMA中的 DDS/PDL更新计数器和SDL更新计数器的计数一致。然而，如果在每个DMA序列的记录信息 中间，都顺序地出现了缺陷，可能无法更新某些DMA。因此，如果数个DMA序列的每个当前所 用DMA中的更新计数器的计数相互不同(ST43中为否)，就会促使其它的DMA与具有最新计数的DMA—致(ST44)。这样就完成了记录和再现的准备工作。 图156示意地显示了根据本发明的信息记录和再现装置的配置。信息记录和再现 装置将用户数据记录在上面讲解的介质(或光盘)1上，或再现记录在介质1上的用户数 据。信息记录和再现装置进一步根据需要执行替换用过程。 如图156所示，信息记录和再现装置包括调制电路2、激光控制电路3、激光器4、 对准镜头5、极化波束分离器(后文称为PBS)6、l/4波片7、物镜8、聚光镜头9、光电探测器 10、信号处理电路11、解调电路12、聚焦误差信号发生电路13、跟踪误差信号发生电路14、 聚焦控制电路16、跟踪控制电路17以及主控制部件20。 主控制部件20控制驱动器部件。驱动器部件包括调制电路2、激光控制电路3、激 光器4、对准镜头5、极化波束分离器(PBS) 6、 1/4波片7、物镜8、聚光镜头9、光电探测器10、 信号处理电路11、解调电路12、聚焦误差信号发生电路13、跟踪误差信号发生电路14、聚焦 控制电路16以及跟踪控制电路17。 首先讲解信息记录和再现装置记录数据的方式。数据记录由主控制部件20控制。 由调制电路2将记录数据(数据符号)调制成具体的通道位串。激光控制电路3将记录数 据对应的通道位串转换成激光驱动波形。激光控制电路3脉冲驱动激光器4，并且把期望位 串对应的数据记录在介质1上。从激光器4发射的记录光束在对准镜头5处变为平行光， 并且进入和穿行通过PBS 6。穿行通过PBS 6的光束穿行通过1/4波片7，并且由物镜8汇 聚在介质1的信息记录表面上。汇聚的光束要受到聚焦控制电路16的聚焦控制，以及跟踪 控制电路17的跟踪控制，从而在记录表面保持最微细的点。 下一步，将讲解信息记录和再现装置进行的数据再现。数据再现由主控制部件20 控制。根据主控制部件20的数据再现指令，激光器4发射再现光束。激光器4发射的再现 光束在对准镜头5处变成平行光束。平行光束进入并穿行通过PBS 6。穿行通过PBS 6的 光束穿行通过1/4波片7，并且由物镜8汇聚在介质1的信息记录表面上。汇聚的光束要受 到聚焦控制电路16的聚焦控制，以及跟踪控制电路17的跟踪控制，从而保持在记录表面是 最微细的点。此时，向介质1发射的再现光束在信息记录表面上由反射薄膜即反射性的记 录薄膜反射。反射的光束以相反的方向穿行通过物镜8，并且再次变为平行光束。反射的 光束穿行通过1/4波片7，拥有垂直于入射光的极化光，并且由PBS 6反射。聚光镜头9将 PBS 6反射的光束变成收敛光束，并且进入光电探测器10。光电探测器10由例如若干4象 限光电探测器组成。进入光电探测器10的光束经过光电转换，成为随后放大的电子信号， 放大的电子信号在信号处理电路11上进行均衡和二进制化。其结果信号发送到解调电路 12。解调电路12根据指定解调方法解调该信号，从而输出再现的数据。
不仅如此，基于光电探测器10输出的电子信号部分，聚焦误差信号发生电路13产
生聚焦误差信号。类似地，基于光电探测器io输出的电子信号部分，跟踪误差信号发生电
路14产生跟踪误差信号。聚焦控制电路16基于聚焦误差信号控制光束点的聚焦。跟踪控 制电路17基于跟踪误差信号控制跟踪光束点。 这里将讲解主控制部件20执行的替换过程。当介质格式化时，要进行证实。此时， 控制部件20在介质中检测缺陷。此时检测的缺陷上即初始缺陷上的缺陷管理信息，由主控 制部件20记录在介质DMA的PDL中。缺陷管理信息包括被替换扇区地址和替换用扇区地 址。在正常的记录中，控制部件20也检测在介质中的缺陷。此时检测的、缺陷上缺陷管理
92信息，或在二级缺陷上的，由主控制部件20记录在介质DMA的SDL中。缺陷管理信息包括 被替换ECC块起始扇区的地址，以及替换用ECC块起始扇区的地址。根据PDL和SDL，对被 替换区域的访问被认为是对替换用扇区的访问。不仅如此，控制部件20控制着图151所示
的检索当前所用DMA的过程、图151所示的注册和更新DMA的过程、图155所示的再现过程等。 下一步，参考图157和158，将讲解二级缺陷管理方法。二级缺陷管理方法遵循图 153所示的缺陷管理，并且使用DMA管理器。在级缺陷管理方法的讲解中，将说明与图142 至156所示的第一种缺陷管理方法相重叠的部分，根据需要可以参考已经讲解的图示。
本发明的信息存储介质具有可重写区域。可重写区域包括数个DMA、数个管理器存 储区域和用户区域。在图154所示的介质上，可重写区域包括在导入区A1、数据区A2以及 导出区A3中。同一种缺陷管理信息存储在数个DMA中，增强了 DMA的抗缺陷性。
如图157和158所示，例如信息存储介质包括DMA1、 DMA2、 DMA3和DMA4。更确切 地说，DMA1和DMA1布置在导入区Al中(图158所示的导入区LI)，处于图154信息存储 介质的最内圆周中。DMA3和DMA4布置在导出区A3中(图158所示的导出区LO)，处于 信息存储介质的最外圆周中。每个DMA(DMA1、 DMA2、 DMA3和DMA4)都包括数个DMA保留 区(DMAset#l-l至DMAset#l-N、 DMAset#2_l至DMAset#2_N、 DMAset#3_l至DMAset#3_N、 DMAset#4-l至DMAset#4-N)。在初始状态下，当前(或最近)的缺陷管理信息存储在每个 DMA中包括的第一个DMA保留区(DMAset#l-l、DMAset#2-l、DMAset#3-l、DMAset#4-l)中。如 果某个DMA中(例如DMA1)中包括的第一个DMA保留区(例如DMAset#l_l)对应于一个缺陷 的区域，存储在所有DMA(DMA1至DMA4)的第一个保留DMA区域(DMAset#l-l、DMAset#2-l、 DMAset#3-l、DMAset#4-l)中的缺陷管理信息被转送至所有DMA (DMA1至DMA4)的二级保留 DMA区域(DMAset#l-2、DMAset#2-2、DMAset#3-2、DMAset#4-2)中。 如上所述，在本发明的信息存储介质上，当前所用的DMA保留区被改变。在这个连 接中，提供了 DMA管理器，目的是以短时间，在数个DMA保留区中检索正在使用的DMA保留 区。换言之，如图158所示，本发明的信息存储介质具有存储DMA管理器的管理存储区域 (Manl、Man2)。 DMA管理器管理着当前所用DMA保留区的地址。换言之，管理存储区域是存 储着当前所用DMA保留区上位置信息的区域。 图157有助于讲解DMA管理器管理当前所用DMA保留区的地址。DMA1包括N个 DMA保留区(DMAset#l-l至DMAsetftl-N)。同样，DMA2包括N个DMA保留区(DMAset#2_l至 DMAset#2-N)。同样，DMA3包括N个DMA保留区(DMAset#3_l至DMAset#3_N)。同样，DMA4 包括N个DMA保留区(DMAset#4-l至DMAset#4_N)。 例如，假定现在正在使用第 一 个DMA保留区(DMAset#l_l、 DMAset#2_l、 DMAset#3-l、 DMAset#4_l)。在这种情况下，DMA管理器具有代表第 一 个DMA保留区 (DMAset#l-l、 DMAset#2-l、 DMAset#3_l、 DMAset#4_l)位置(例如起始位置)的位置信息 (地址)。 如图158所示，例如管理器存储区域(Manl、 Man2)处于导入区和导出区。同一种 的信息存储在处于导入区的管理器存储区域(Manl)中，以及处于导出区的管理器存储区 域(Man2)中。 不仅如此，每个管理器存储区域(Manl、 Man2)都具有数个管理器保留区，以采取措施应付在DMA管理器中的缺陷。如图158所示，例如一个管理器存储区域(Manl)具有10 个管理器保留区(DMA—Manftl至DMA—Manft10)。类似地，另一个管理器存储区域(Man2)也具 有10个管理器保留区(DMA_Man#l至DMA_Man#10)。 例如在初始阶段，关于当前所用DMA保留区的位置信息存储在每个管理器存储区 域(Manl、Man2)中包括的一级管理器保留区(DMA_Man#l)中。如果某个管理器存储区域 (Manl)中包括的一级管理器保留区(DMA_Man#l)由于覆写的原因对应于缺陷区，则所有的 管理器存储区域(Manl、Man2)的一级管理器保留区(DMA_Man#l)中存储的位置信息，都被 转送(复制)至所有的管理器存储区域(Manl、Man2)的二级管理器保留区(DMA_Man#2)。
这里，DMA管理器重写的次数比DMA少。因此，管理器存储区域(Manl、Man2)，其中 存储DMA管理器，或管理器保留区，比DMA由于覆写导致缺陷的可能性要少。然而，因为瑕 疵和指纹的原因，有可能无法从管理器保留区读出DMA管理器。为了克服这个问题，向单个 DMA管理器提供数项同样的内容(或当前所用DMA的位置信息)。换言之，向管理器保留区 中写入数次同样的内容。这就能够读出数据(或当前所用DMA的位置信息)，即使无法在 ECC块中进行纠错。 —个DMA管理器存储在一个管理器保留区中。管理器保留区由一个ECC块组成。 在构成管理器保留区的ECC块中，同样的内容以64字节为单位(或以两个物理段块为单 位)写入数次。例如，当前所用DMA保留区的位置信息以64字节为单位写入数次。假定一 个ECC块由32个扇区组成。还假定一个扇区包含2048字节。换言之， 一个ECC块是2048 字节*32扇区。在这种情况下，在每个扇区中记录32项同样的内容。换言之，在一个ECC块 中，同样的内容重复记录32*32次。这就使得读出正确信息(即当前所用DMA的位置信息) 的概率高，只要可以部分地校正该ECC块即可，即使ECC块的缺陷数多得根本无法校正。下 面将使用图34至38讲解ECC块。 尽管已经讲解了以64字节为单位的多重写，但是本发明不限于此，如图34至38 所示，在一个ECC块中的一条数据线包含172字节。即使无法在整个ECC块中完全纠错，也 可以以172字节数据线为单位纠错。考虑这种情况，同样的信息以数据尺寸为单位(例如 64字节)，比172字节充分地小，写入数次。这就使得有可能通过在数据线中进行纠错，获 取正确的数据，即使无法在整个ECC块中完全纠错。 图159显示了图158所示的DMA管理器实例，如图159所示，DMA管理器管理着四个 当前所用DMA的地址。例如该DMA管理器管理地址DMAset#l-l、DMAset#2-l、DMAset#3-l、 DMAset#4-l。如果当前所用DMA的位置能够唯一地确定，可以写入区域号代替地址。在图 159的实例中，DMA管理器管理当前所用DMA的第一个PSN(物理扇区号)。
图160显示了 4个DMA(DMA1至DMA4)的布局。图161显示了 DMA和ECC ±央之间 的关系。如图160所示，一个DMA保留区包括DDS/PDL块、SDL块、以及RSV(保留)块。RSV 块是分离一个接一个，物理连续的DMA保留区的块，以避免缺陷串的出现。换言之，如图161 所示，实际上在DMA保留区中，存储了 DDS/PDL块和SDL块。 图171显示了 PDL的内容。位于字节位置0至1的PDL标识符被设定为OOOlh。 PDL中的项数写入字节位置2至3中。PDL项由4个字节组成。缺陷物理扇区号写入bO 位至b23位。项类型写入b30位至b31位。项类型指示OOb是主缺陷列表。PDL容许多至 15871项((2048*31-4)/4 = 15871)。
在PDL中，对每个DDS/PDL物理段块都写入，即使它是空的。PDL包括在格式化 中所示的、所有缺陷物理段块的项。每项都表示项类型和缺陷物理段块的第一个物理扇区 号。物理扇区号以升序列出。使用最少的必要物理扇区数写入PDL，并且从PDL第一个物 理扇区位置0的字节起始。在PDL中未使用的最后物理扇区设置为FFh。在SDL DDS/PDL 物理段块中，未使用的物理扇区用FFh填充。项具有项类型和缺陷物理扇区号。项类型显 示了缺陷物理段块的起源。如果项类型是00b，起源是P-list。如果项类型是10b，起源是 Gl-list。如果项类型是11b，起源是G2-list。 P-list是光盘制造商定义的缺陷物理段块 列表。Gl-list是在证实处理中发现的缺陷物理段块列表。G2-list是未进行证实处理，从 SDL传输的缺陷物理段块列表。 图172显示了 SDL( 二级缺陷列表)的内容(a)。在SDL中，总是写入每个SDL物 理段块，即使它是空的。SDL包括若干项。每项包括缺陷物理段块的第一个物理扇区的物理 扇区号，以及备用物理段块的第一个物理扇区的物理扇区号，以作替换用。每个SDL项都由 8个字节组成。8个字节中，3个字节用于若干缺陷物理段块中各第一个物理扇区的物理扇 区号，另外3个字节用于若干替换用备用物理段块中各第一个物理扇区的物理扇区号，一 个字节中的一位用于SLR，剩余的7位和剩余的一个字节确保了保留用途。
物理扇区号以升序列出。使用最少的必要物理扇区数写入SDL。
如果后来发现在SDL中列出的备用物理段块有缺陷，应用直接指针的方法注册在 SDL中的信息。在这个方法中，SDL项的缺陷备用物理段块的物理扇区的物理扇区号改变为 新备用物理段块的第一个物理扇区的物理扇区号，其中已经注册了缺陷备用物理段块，从 而修改了 SDL项。因此SDL中的项数即使存在损坏的物理段块也不改变。
SDL允许最多8189项((2048*31-24)/8 = 8189)。 图172(b)显示了另一个在SDL中包括数个SDL项的一个数据结构实施例。每个 SDL项都是8字节集。在第62位中写入"0"或"1"。当在第62位中写入"0"时，这表明已 经替换了连同备用物理物理段块的缺陷备用物理段块。当在第62位中写入"l"时，这表明 还未进行过替换过程。在位32至位55中，写入了缺陷物理段块中第一个物理扇区的物理 扇区号。在位0至位32中，写入了将被替换物理段块中第一个物理扇区的物理扇区号。
每个DMA(DMA1、DMA2、DMA3、DMA4)都包括例如，100个DMA保留区。即总共保护了 400个DMA保留区。 一个DMA保留区由3块组成，如以上所述。因此，总共保护了 1200块。
如以上所述，DMA1和DMA2布置在导入区中。同样的缺陷管理信息记录在包括在 DMA1中的第k个DMA保留区，以及包括在DMA2中的第k个DMA保留区。换言之，同时地使 用包括在DMA1中的第k个DMA保留区和包括在DMA2中的第k个DMA保留区。
确切地说，能够比较有效地访问包括在DMA1中的第k个DMA保留区和包括在DMA2 中的第k个DMA保留区，由于它们物理上互相靠近。因此，使用物理布局，将包括在DMA1中 的第k个DMA保留区和包括在DMA2中的第k个DMA保留区互相靠近放置。
例如，如图160和168所示，以这样的顺序布置包括在DMA1中的第1个DMA保留 区(DMAset#l-l)—包括在DMA2中的第1个DMA保留区(DMAset#2_l)—包括在DMA1中的 第2个DMA保留区(DMAset#l-2)—包括在DMA2中的第2个DMA保留区(DMAset#2_2)—… —包括在DMA1中的第N个DMA保留区(DMAset#l_N)—包括在DMA2中的第N个DMA保留 区(DMAset#2-N)。这使得有可能縮短了从包括在DMA1和DMA2中的，当前所用DMA读取缺陷管理信息所需的时间。不仅如此，对于DMA1和DMA2中包括的DMA保留区上的缺陷管理 信息进行转送(复制)的过程，也可以縮短其所需的时间。 这同样适用在导出区中布置DMA3和DMA4。确切地说，如图160所示，以如下顺序布 置包括在DMA3中的第1个DMA保留区(DMAset#3_l)—包括在DMA4中的第1个DMA保留 区(DMAset#4-l)—包括在DMA3中的第2个DMA保留区(DMAset#3_2)—包括在DMA3中的第 2个DMA保留区(DMAset#4-2)—…一包括在DMA3中的第N个DMA保留区(DMAset#3_N)— 包括在DMA4中的第N个DMA保留区(DMAset#4_N)。 如果认为访问速度是不重要的，可以按如下方式布置单独DMA保留区使它们物 理上互相分离。这使得有可能构建具有抗缺陷性的DMA，比如瑕疵或指纹。根据访问速度和 可靠性之间的平衡，可以确定DMA1至DMA4的物理布局。 图162和169分别显示了 DMA管理器和DMA的布局。DMA管理器存储在导入区的 管理器保留区中(DMA管理器1-1至DMA管理器1-10)，以及导出区的管理器保留区中(DMA 管理器2-1至DMA管理器2-10) 。 DMA管理器以如下方式布置两种DMA(DMA1、 DMA2)放在 导入区，两种DMA(DMA3、DMA4)放在导出区。 有100个DMA组。每个DMA组都由DMA1、DMA2、DMA3以及DMA4组成。在若干DMA 组中，使用了 DMA#1至DMAft100。如果检测出当前所用DMA组中的任何一个DMA缺陷，用下 一个DMA组替换这个DMA组。DMA管理器显示当前所用DMA组。有10个DMA管理器组。每 个DMA管理器组都由DMA管理器1和DMA管理器2组成。在每个DMA管理器组中，都使用 了 DMA管理器组#1至DMA管理器组#10。如果检测出当前所用DMA管理器组中的任何一个 DMA管理器缺陷，用下一个DMA管理器组替换这个DMA管理器组。 两个保留物理段块跟随DMA1和DMA2之后，这同样适用DMA3和DMA4。每个DMA中 的第一个物理段块，称为DDS/PDL物理段块，包括光盘定义结构(DDS)和主缺陷列表(SDL)。 4个DMA具有同样的内容。 在初始化过的光盘中，每个DMA都包括以下内容。每个DDS/PDL物理段块的第一 个物理扇区都包括DDS。 DDS将在后面讲解。每个DDS/PDL物理段块的第二个物理扇区都 是PDL的第一个物理扇区。每个SDL物理段块的第一个物理扇区都是SDL的第一个物理扇 区。每个SDL和PDL的长度都由包括在每个列表中的项数确定。 图163显示了DMA的转换。如图163所示，4个DMA同时转换。如果与DMA分开转 换的情况比较，4个DMA的同时转换不需要增加DMA之间的物理距离。这就防止了存取容量 减小。此外，当系统出现故障时，可以很容易地恢复。 在初始状态中，使用了单个DMA(DMA1、 DMA2、 DMA3、 DMA4)的起始(第一个)DMA 保留区(DMAset#l-l、 DMAset#2-l、 DMAset#3_l、 DMAset#4_l)。如果在单个DMA中的一个 或多个起始DMA保留区(DMAset#l-l、 DMAset#2-l、 DMAset#3-l、 DMAset#4-l)对应缺陷 区，缺陷管理信息被转送至在单个DMA中的第二个DMA保留区(DMAset#l-2、 DMAset#2_2、 DMAset#3-2、DMAset#4-2)。同样，缺陷管理信息被转送至后来的DMA保留区。然后，在缺陷 管理信息被转送至单个DMA中的第N个DMA保留区(DMAset#l-N、DMAset#2-N、DMAset#3-N、 DMAset#4-N)之后，就制止了记录操作。从此之后，该介质只能用于只再现介质。
图164显示了 DMA管理器的转换。DMA管理器的转换如同DMA。确切地说，在初始 状态中，最新的DMA管理器存储在单个管理器存储区域(Manl， Man2)的起始(第一个)管理器保留区(DMA_Man#l-l、 DMA_Man#2-l)中。如果在单个管理器存储区域中的一个或多 个起始(第一个)管理器保留区(DMA_Man#l-l、 DMA_Man#2-l)对应缺陷区，DMA管理器被 转送至在单个管理器存储区域中的第二个管理器保留区(DMA_Man#l-2、DMA_Man#2-2)。同 样，DMA管理器被转送至后来的管理器保留区。然后，在DMA管理器被转送至单个管理器存 储区域中的第N个管理器保留区(DMA_Man#l-N、DMA_Man#2-N)之后，就制止了记录操作。
图165显示了每个DMA的状态。 一旦确定了 DMA保留区对应于缺陷区，正常情况 下它将继续对应这个缺陷区。然而，如果确定的DMA保留区对应于缺陷区恰巧是由于附着 了灰尘等，则有可能在此之后，确定此DMA保留区未对应于缺陷区。换言之，即使有一次确 定DMA保留区对应于缺陷区，此后也可能正确地读出该数据。 正常情况下，如果第一个DMA保留区对应缺陷区，缺陷管理信息将被转送至第二 个DMA保留区，它是第一个DMA保留区的下一个。然而，如果第二个DMA保留区因为某种原 因也对应缺陷区，可以将缺陷管理信息转送至第三个或第四个DMA保留区。在这种情况下， 第二个DMA保留区处于保留状态。换言之，第二个DMA保留区被确定为空。确切地说，在正 常状态下，能够正确地从当前所用DMA保留区读出缺陷管理信息。然而，在非正常状态下， 有可能存在当前所用DMA保留区对应缺陷区或空的情况。缺陷区的错误判断将导致DMA保 留区的无用转换。因此，仅仅基于读的状态，无法判定DMA保留区的状态。
图166显示了正常DMA保留区的状态。如图166所示，例如可以考虑情况1至情况 5。如以上所述，DMA包括数个DMA保留区。其中起始DMA保留区(DMAset#l-l、DMAset#2-l、 DMAset#3-l、 DMAset#4-l)称作"头"，最后DMA保留区(DMAset#l_N、 DMAset#2_N、 DMAset#3-N、DMAset#4-N)称作"尾"，以及在起始DMA保留区和最后DMA保留区之间的DMA 保留区称作"体"。 情况1是未格式化的信息存储介质。确切地说，所有对应"头"、"尾"和"体"的DMA
保留区都在保留的状态。 情况2是初始化后的信息存储介质。确切地说，"头"对应的DMA保留区当前在用， "体"和"尾"对应的DMA保留区则在保留的状态。 情况3是已经出现DMA转换时信息存储介质所处的状态。确切地说，"头"对应的 DMA保留区是缺陷区，当前所用区域是"体"对应的若干DMA保留区中特定的一个，当前所用 DMA保留区之后的DMA保留区是在保留的状态。 情况4是最后阶段的信息存储介质。确切地说，"头"和"体"对应的DMA保留区是 缺陷区，"尾"对应的DMA保留区当前所用。 情况5是完全无法使用的信息存储介质。确切地说，"头"和"体"和"尾"对应的 所有DMA保留区都是缺陷区。 为了容易地识别保留状态，可以将指示保留状态的标识符存储在保留区中。
作为图156所示的、本发明的信息记录和再现装置(主控制部件20)的检索当前 所用DMA的方法，既支持查表方法，也支持增量方法。换言之，本发明的信息存储介质使用 混合检索格式(HSF)，使其既能够应用查表方法，也能够应用增量方法。在正常情况下，主控 制部件20通过查表方法检索当前所用DMA。查表方法基于DMA管理器检索当前所用DMA。 要是无法读出DMA管理器，主控制部件20通过增量方法检索当前所用DMA。增量方法一个 接一个的检查包括在DMA中的所有DMA保留区，以检索当前所用DMA。换言之，增量方法用于补救查表方法。 如图165所示，如果仅仅通过增量方法检索当前所用DMA保留区，当前所用DMA保 留区的判定可能是错误的。图167有助于讲解错误地判定非正常状态中DMA保留区的情况。 例如，可能存在一种情况，其中存储在第一个(起始)DMA保留区的缺陷管理信息被转送至 超过第二个DMA保留区的第(2+a)保留区。正确地，存储在第一个DMA保留区的缺陷管理 信息应该转送至第二个DMA保留区。然而，如果第二个DMA保留区因为缺陷无法使用，比如 第二个DMA保留区的地址错，就要使用超过第二个DMA保留区的第(2+a)保留区。可是如 果在转送之后，已经从例如第一个(起始)DMA保留区读出了缺陷管理信息，将会错误地判 定第一个DMA保留区当前所用。为了防止此类错误判定，当通过增量方法进行检索时，有必 要在作出判定时带有足够的余量，作出判定是费时的。为了克服这种问题，本发明的信息记 录和再现装置赋予了查表方法高优先权，以便能够进行高速检索。只有当通过查表方法无 法发现当前所用DMA保留区时，才使用增量方法。 图170显示了由于替换过程的原因需要重写的区域。例如，当发现用户区域的特 定区域对应缺陷区，则把在特定区域中要记录的信息记录至作替换用的备用区内。结果，特 定区域(或替换用区域)的地址和备用区(或替换用区域)的地址，作为缺陷管理信息记 录在每个DMA(DMA1至DMA4)的第k个区域内。当出现DMA转换时要重写DMA管理器。因 此，重写DMA管理器的频率是低的。 图173是有助于给出更新DMA过程概况的流程图。如图173所示，首先，图156的 信息记录和再现装置之主控制部件20，通过查表方法(ST101)检索当前所用DMA。确切地 说，如果能够从最新的DMA管理器读出代表当前所用DMA保留区的位置信息，主控制部件20 就能够发现当前所用DMA(STIOI中为是)。如果通过查表方法无法从最新的DMA管理器读 出代表当前所用DMA保留区的位置信息(ST102中为否)，主控制部件20通过增量方法发 现当前所用DMA(ST103)。如果通过增量方法无法发现当前所用DMA(ST104中为否)，更新 DMA过程不成功(ST105)。 发现了当前所用DMA保留区之后(ST102中为是)(ST104中为是)，主控制部件20 判断是否需要进行当前所用DMA保留区的转换(ST106)。如果当前所用DMA保留区对应缺 陷区，主控制部件20判定需要进行当前所用DMA保留区的转换(ST106中为是)。
如果不需要转换(ST106中为否)，作为替换过程的结果(ST108)，主控制部件20 更新存储在当前所用DMA保留区中的缺陷管理信息。如果需要转换(ST106中为是)，主控 制部件20将存储在当前所用DMA保留区中的缺陷管理信息拷贝至新的DMA保留区(或下 一个DMA保留区)(ST107)，并且作为替换过程的结果进一步更新缺陷管理信息(ST108)。
图174是一幅流程图，有助于给出更新DMA管理器过程的概况。首先，主控制部 件20判断是否需要进行当前DMA管理器的转换(STlll)。如果该管理器保留区(它存储 当前所用DMA管理器)对应缺陷区，主控制部件20判定需要进行当前所用DMA管理器的转 换(ST111中为是)。如果需要转换(ST111中为是)，主控制部件20将当前所用DMA管理 器复制到新的管理器保留区(或下一个管理器保留区)(ST112)。如果已经执行了DMA转换 (ST113中为是)，作为DMA转换的结果，主控制部件20更新DMA管理器(ST114)。
图175是一幅流程图，有助于给出基于DMA的再现过程概况。如图175所示，首 先，图156所示的信息记录和再现装置之主控制部件20通过查表方法检索当前所用DMA保留区(ST121)，换言之，如果从最新的DMA管理器读出指示着当前所用DMA保留区的位置信 息，这就有可能发现当前所用DMA保留区(ST122中为是)。如果通过查表方法无法发现当 前所用DMA保留区(ST122中为否)，信息记录和再现装置的主控制部件20通过增量方法检 索当前所用DMA保留区(ST123)。如果通过增量方法无法发现当前所用DMA保留区(ST124 中为否)，再现过程不成功(ST105)。 如果发现了当前所用DMA保留区(ST122中为是)(ST124中为是)，主控制部件20 执行再现控制，由此从当前所用DMA保留区读出缺陷管理信息(ST126)。根据此缺陷管理信 息，再现在用户区域中记录的用户数据(ST127)。 这里，将使用图34至38，讲解由64kB组成的ECC块。记录在现存DVD-RAM上的 ECC块由32kB组成。为了实现比现存DVD-RAM高的记录密度，将讲解由64kB组成的ECC 块。 ECC块由32个连续扰频帧组成。在ECC块中，192行+16行布置在垂直方向， (172+10)*2列布置在水平方向。每个B0、B1、0、…都是一个字节。PO和PI是纠错代码。 PO是外部奇偶，PI是内部奇偶。 在ECC块中，(6行*172字节)单位按一个扰频帧对待。换言之，ECC块由32个连
续扰频帧组成。不仅如此，(182字节*207字节的块)按一对对待。每个在左ECC块中的
扰频帧数目都会以L标记，每个在右ECC块中的扰频帧数目都会以R标记。则在左ECC块
中，右和左扰频帧交替地存在，在右ECC块中，左和右扰频帧交替地存在。 确切地说，ECC块由32个连续扰频帧组成。奇数号扇区的左半部各行由右半部的
行替换。等于172字节*12行*32扰频帧的172*2字节*192行组成信息字段。16字节P0
加至每个172*2列，以便产生RS (208、 192、 17)的外部代码。此外，在每个左和右块中对每
个208*2行，都加入了 10字节PI(RS(182、172、11)) 。 PI也加入至PO行。 在帧中的号代表扰频帧号，后缀R和L表明扰频帧的右半部分和左半部分。P0和
PI以下面的步骤产生。 首先，将16字节Bi， j (i = 192到207)加入至列j (j = 0到171和j = 182到 353)。该Bi，j使用多项式Rj(X)定义。多项式Rj(X)用于将外部代码RS(208、 192、 17)转 换成每个172*2列。 下一步，将10字节Bi， j (i = 172到181和j = 354到363)加入至行i (i = 0到 207)。该Bi，j使用多项式Ri(X)定义。多项式Ri(X)用于将内部代码RS(182、172、11)转 换成每个(108*2)/2行。 在ECC块中，在每个右块和左块的外部奇偶(P0)都交织。Bi， j是每个B矩阵的 元素，总共构成208行*182*2列。B矩阵以此类方式进行行之间交织，使得Bi， j使用Bm，
n重新布置o 结果，16个奇偶行按行布置，换言之，每两个记录帧就有一个奇偶行，总共提供16 个奇偶行。因此，12行组成的记录帧产生12行+1行。交织完行之后，13行*182字节称作 记录帧。从而，经历过行交织的ECC块包括32个记录帧。在记录帧中，每个右块和左块都 有6行。不仅如此，PO以如下方式放置它在左块处于的位置(182*208字节)与在右块处 于的位置不同(182*208字节)。在图中显示了一个完整的ECC块。然而当再现数据时，此 类ECC块连续地到达纠错处理段处。为了增加纠错处理的能力，使用了交织的方法。
在所记录内的数据字段(偶号字段和奇号字段)，将每个偶号和奇号数据字段的
最后两个同步帧中的同步数据区插入PO(行外奇偶)信息(换言之，最后合成代码SY3和
恰好在SY3之后的合成数据，以及合成代码SY1和恰好在SY1之后的合成数据) 确切地说，左P0部分插入在记录的偶号数据字段的最后两个同步帧之内，右P0部
分插入在记录的奇号数据字段的最后两个同步帧之内。 一个ECC块由右小ECC块和左小
ECC块组成。 一扇区一扇区交替不同的(PO属于左小ECC块还是属于右小ECC块)插入P0
组数据。 图176显示了 DDS的布局(a) 。 DDS是具有一个物理扇区长度的表。DDS显示了格 式化后的光盘布局。格式化的最后阶段，在每个DMA的第一个物理扇区中记录DDS。
DDS包括DDS标识符、光盘验证旗标、DDS/PDL更新计数器、组号、域号、主备用区、 LSN0的位置以及每个域的起始LSN(逻辑扇区号)。光盘验证旗标包括进行中旗标、用户验 证旗标以及光盘制造商验证旗标。如果进行中旗标是"O"，这表明格式化已经完成。如果进 行中旗标是"l"，这表明格式化正在进行中。如果用户验证旗标是"O"，这表明用户还没有 验证光盘。如果用户验证旗标是"l"，这表明用户至少验证了一次光盘。如果光盘制造商验 证是"0"，这表明光盘制造商还没有验证光盘。如果光盘制造商验证旗标是"1 "，这表明用 户至少验证了一次光盘。 DDS/PDL更新计数器计数更新和重写DDS/PDL块的总次数。DDS/PDL更新计数器 初始值设置为0，并且每次重写入或更新时增加1。当完成格式化时，DDS/PDL物理段块的 计数器和SDL物理段的计数器具有相同的计数。组号设置为000h。域号设置为0013h(19 个域)。 主备用区的位置具有如图176(b)所示的格式，主备用区中第一个物理扇区的物 理扇区号写入b32-b55中，主备用区中最后一个物理扇区的物理扇区号写入b0-b23中。
在LSNO的位置字段中，第一个逻辑扇区的物理扇区号写入每个域的起始LSN(逻 辑扇区号)字段中。每个域的起始逻辑扇区号都以4个字节写入。 下一步，将讲解缺陷管理中的备用物理段块。根据缺陷管理，数据区的缺陷物理段 块必须用正常物理段块替换。光盘在域O中具有主备用区。它也可以在在域18中具有扩 充辅助备用区。在主备用区中的备用物理段块数是2300。在辅助备用区中的备用物理段块 数最大是7104。在辅助备用区中的备用物理段块数是32个物理段块的倍数。可以朝着数 据区起始的方向扩充辅助备用区。 缺陷物理段块由滑动替换算法处理，一种线性替换算法、或物理段块滑动替换算
法。在PDL和SDL中列出的项总数必须履行以下的要求 1《SPDL《31， 1《SSDL《31 SPDL = [ ((EPDL*4+4) +2047) /2048] SSDL = [ ((ESDL*8+24) +2047) /2048] 其中 S皿是用于保护PDL项的物理扇区数，
Ssm是用于保护SDL项的物理扇区数， [O976] EPDL是PDL中的项数，以及
E弧是SDL中的项数。
这里，[P]指的是不大于P的最大整数。 此后，将总结上述二级缺陷管理方法提供的若干运作优点。 例如，假定能够覆写本发明的信息存储介质多达1000次。在信息存储介质中，实 现10000条缺陷管理信息的注册。在这种情况下，如果DMA每1000次转换一次，计算显示 出10( = 10000/1000)次转换能够注册10000条缺陷管理信息。换言之，使得DMA是可替 换的，能够克服覆写特性的缺点。 在现有技术中，DMA本身不经历缺陷管理。如果重写缺陷管理信息的次数变得比 能够重复地记录的次数多，这会引起问题足够的缺陷管理在实践中无法进行。例如，在信 息存储介质仅仅能够被覆写大约1000次的情况下，覆写缺陷管理信息多于1000次可能使 得DMA本身缺陷。市场上的某些信息存储介质质量不佳。在此类质量不佳的介质中覆写数 据大约100次，可以使得块有缺陷，并且因为部分介质缺陷，整个介质都可能无法使用。
用以下总结的二级缺陷管理方法，可以显著地改进只能覆写大约1000次之信息
存储介质的性能。
目标 最多的0W次数100， 000
预料 单一 DMA的OW限制:1， 000
解决方案
转换数个DMA DMA的数目100， 000/1， 000 = 100组
4个同样的DMA 根据本发明的缺陷管理，可以改进介质只能覆写大约1000次的明显覆写特性。例 如，介质可以覆写大约100， 000次，这就等于可以覆写DVD-RAM的次数。用新的区域替换 已经被覆写1000次的区域。在计算中，必须准备的仅有100000/1000 = 100组的DMA保 留区。介质具有IOO组的DMA保留区，就保证与能够覆写数据大约IOO，OOO次的介质性能 相同，即使此介质只能覆写1000次。不仅如此，介质总共具有4个有着同样内容的DMA，例 如，两个在导入区中，两个在导出区中。这就使正常的缺陷管理能够连续地进行，即使无法 从某个DMA读出信息。具体地说，介质在相同时间上具有数个可使用的DMA，如果损坏了一 个DMA，就把缺陷管理信息移动至新的DMA保留区。这就有可能增加DMA保护自己防止缺陷 的能力。例如，如果在介质上同时布置4个DMA，每个DMA都具有IOO个DMA保留区。换言 之，在介质上必须准备的仅有总共400个DMA保留区。 本发明不限于上述实施例，而是在实施阶段能够以更多其他方式修改，而不脱离
其实质和本质特征。若干实施例可以尽可能适当地组合。在这种情况下，每种组合都产生
组合的效果。此外，在这些实施例中，包括了本发明的多种阶段。由所公开之多个结构需求
的适当组合能够提取多种发明。例如，即使已经去除了这些实施例中所示全部结构需求的
一部分，在能够解决"将要由本发明实现的主题"标题中介绍的目标并获得"本发明的优点"
标题中介绍的效果时，已经去除了若干结构需求的配置也能够提取为一项发明。 根据本发明，能够提供的信息存储介质具有高可靠性的缺陷管理能力，即使所述
介质的抗覆写性相对低。此外，根据本发明，提供的信息再现装置和信息再现方法有可能具有根据高可靠性缺陷管理信息而再现信息的能力。另外，根据本发明，提供的信息记录方法 有可能具有记录高可靠性缺陷管理信息的能力。 根据这些实施例，有可能稳定地和可靠地管理缺陷信息和缺陷管理信息，并且在 装置和记录介质方面改进产品的可靠性。 不仅如此，本发明不限于上述实施例。本发明可以在实施阶段通过修改结构需求 而实施，而不脱离其实质和本质特征。通过组合上述实施例中所公开的多个结构需求，可以 形成多种发明。例如，可以去除这些实施例中所公开之全部结构需求的一部分。不仅如此， 不同实施例中的结构需求也可以适当地组合。 正如以上讲解，根据本发明，提供了以下信息存储介质、信息记录和再现装置、信 息再现装置、信息记录方法和信息再现方法(a)抗灰尘和瑕疵的信息存储介质，以及使用 所述信息存储介质的信息记录和再现装置、信息再现装置、信息记录方法和信息再现方法； (b)记录中断次数实质上无限的信息存储介质，以及使用所述信息存储介质的信息记录和 再现装置、信息再现装置、信息记录方法和信息再现方法。 对于本领域的技术人员，不难设想出其他的优点和修改。所以，从广义上来说，本 发明并不限于本文所示和介绍的特定细节和代表性实施例。因此，对于附带的权利要求书 及其相当内容定义的一般发明概念，在不脱离其实质和范围的情况下，可以作出多种修改。
权利要求
一种在其中形成有脉冲切割区BCA的光盘，包括在脉冲切割区BCA外部形成的系统引入区域SYLDI；和在系统引入区域SYLDI外部形成的数据引入区域DTLDI；其中系统引入区域SYLDI的光道间距的宽度大于数据引入区域DTLDI。
2. —种用于从在其中形成有脉冲切割区BCA的光盘再现信息的信息再现方法，所述光 盘具有在脉冲切割区BCA外部形成的系统引入区域SYLDI，和在系统引入区域SYLDI外部形 成的数据引入区域DTLDI，其中系统引入区域SYLDI的光道间距的宽度大于数据引入区域 DTLDI ，所述信息再现方法包括再现系统引入区域SYLDI中所包括的信息；以及 再现数据引入区域DTLDI中所包括的信息。
3. —种用于从在其中形成有脉冲切割区BCA的光盘再现信息的信息再现设备，所述光 盘具有在脉冲切割区BCA外部形成的系统引入区域SYLDI，和在系统引入区域SYLDI外部形 成的数据引入区域DTLDI，其中系统引入区域SYLDI的光道间距的宽度大于数据引入区域 DTLDI ，所述信息再现设备包括用于访问系统引入区域SYLDI中所包括的信息的访问单元；以及 用于访问系统引入区域SYLDI中所包括的信息的再现单元。
4. 一种用于在光盘上记录信息的信息记录方法，所述光盘具有脉冲切割区BCA、系统 引入区域SYLDI、数据引入区域DTLDI和数据区DTA，系统引入区域SYLDI形成在脉冲切割区BCA外部；数据引入区域DTLDI形成在系统引入区域SYLDI外部；数据区DTA形成在数据引入区域DTLDI外部，禾口系统引入区域SYLDI的光道间距的宽度大于数据引入区域DTLDI，所述信息记录方法包括再现脉冲切割区BCA中所包括的信息；以及在数据区DTA上记录新信息。
全文摘要
即使在介质抵御覆盖的能力相对较低的情况下，也能提供能够进行高度可靠的缺陷管理的信息存储介质。该信息存储介质包括其中记录有关替换过程的缺陷管理信息的缺陷管理区(DMA)，有关缺陷管理区(DMA)的缺陷管理信息的备用区，以及其中记录用于管理使用缺陷管理信息的备用区的替换过程的DMA管理器的区域。
文档编号G11B20/18GK101783159SQ201010142358
公开日2010年7月21日 申请日期2005年9月16日 优先权日2004年9月17日
发明者安东秀夫, 小川昭人, 柏原裕, 高桥秀树 申请人:株式会社东芝