JP2003338131A - 記憶装置、再生装置、情報記憶システム、記憶方法、プログラム、記録媒体 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 ディスクに対する効率的な読出動作の実現。 【解決手段】 キャッシュメモリ側に対しての複数回の
読出要求に対応して、ディスクから読み出される情報を
キャッシュメモリに一時記憶させる際に、その複数の要
求に応じてディスクから読み出すべき複数の情報間のデ
ィスク上での離間状況を検出する。例えばディスク上で
のアドレス差が所定値以下であるか否かを検出する。そ
して複数の情報の離間ｄｓが物理的に小さいときには、
その離間部分の不要データを含めた１回の連続的な読出
トレースにより、ディスクからの読出を行うようにす
る。つまり必要とされる複数の情報の読出が、ディスク
記録媒体のトラックに対する読出トレースがトラックア
クセスにより中断されることのない動作として実行でき
るようにする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、記憶装置と、該記
憶装置を備えた再生装置と、上記記憶装置を含む情報記
憶システムと、記憶方法と、上記記憶装置又は記憶方法
を実現するプログラムと、上記プログラムを格納した記
録媒体に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】光ディスク、光磁気ディスクなどのメデ
ィアを用いるデータストレージ機器の開発が多様化して
おり、またデータストレージの目的たるデータも多様化
していることから、汎用的に各種データに対応できるデ
ータストレージ機器が各種提案されている。例えば光デ
ィスク、光磁気ディスクなどのメディアを用いる機器で
は、いわゆるＡＶ（オーディオ・ビジュアル）機器と呼
ばれる、音楽データや映像データのストレージ（記録再
生）を行う機器や、パーソナルコンピュータ周辺機器と
してのストレージデバイスとしてパーソナルコンピュー
タで用いる各種データ（テキストデータ、オーディオデ
ータ、ビデオデータ、各種プログラムファイル、アプリ
ケーションデータ等）を保存する機器などが実用化され
ている。

【０００３】ここで近年、ＡＶ機器とパーソナルコンピ
ュータ周辺機器の両方に対応できるディスクメディアも
開発されており、記録再生装置としては、例えば単体で
はＡＶ機として機能すると共にパーソナルコンピュータ
やネットワーク等と接続することで、ＰＣ周辺機器と同
様のストレージデバイスとしても機能できるようにする
ものも開発されている。

【０００４】なお説明上、音楽コンテンツ、映像コンテ
ンツ等の時間的連続性のあるデータを「ＡＶデータ」と
呼び、ネットワークやパーソナルコンピュータ等で扱わ
れる制御データ、プログラムデータ、テキストデータ等
の各種データを「ＰＣデータ」と呼ぶこととする。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】ところで、ネットワー
クやパーソナルコンピュータに接続できるＡＶ機器を考
えるときには、汎用性，高速性が求められる。従来、Ａ
Ｖ用ストレージ機器では，時間的に連続するＡＶデータ
の記録／再生が途切れなければ問題なく，それ以上の高
速化の追求よりは，消費電力その他の利便性の追求が求
められていた。しかしながら、機器をネットワークに接
続してデータをダウンロードするような利用方法が求め
られるようになると、ＰＣデータのような各種設定を読
み書きしつつ，ＡＶデータを数十倍〜数千倍の速さで読
み書きするような、高速性、汎用性が求められるものと
なる。

【０００６】ここで一般的なデータパスを考えると、デ
ィスク等の記録媒体に対して記録再生されるデータは、
多くの場合はキャッシュメモリを一時的に経由するよう
にされている。このキャッシュメモリについては、ＰＣ
データとＡＶデータでは利用目的が異なっていた。

【０００７】ＰＣデータ用途のストレージデバイスにお
けるキャッシュの一般的な考え方としては、過去にディ
スク等から読み込んだデータをキャッシュに保持してお
き、ディスクからのデータ読出要求が発生した場合に
は、キャッシュ内のデータにヒットすることでストレー
ジデバイスでのディスクの読み書きを不要とすることで
要求に対する応答性を高速化する役割が大きい。そして
キャッシュヒットした時は、高速に応答できるが、キャ
ッシュヒットしなかったときはキャッシュヒットした場
合に比べて大幅に遅くなるため、キャッシュヒットの確
率を高くすることが機器の応答性向上に重要である。こ
のためにはキャッシュに確保するデータをできるだけ理
想的にランダムに散らすことでコリジョン発生を最小化
し、検索を高速化するハッシュアルゴリズムが用いられ
る。このハッシュアルゴリズムでは、結果としてキャッ
シュメモリ上のデータの断片化を促進してしまうが、要
求されたデータに対して所定のアルゴリズムでキャッシ
ュ上のアドレスが特定できるため、検索性がよいもので
ある。

【０００８】一方、ＡＶデータ用途の記録再生機器にお
けるキャッシュの一般的な考え方としては、できるだけ
先読みしてデータを溜め込んでおくことによって，スト
レージデバイスでの処理の遅れを吸収すること、及び、
モーター等の電源を落とすことで省電力を図るためのバ
ッファとしての役割が大きい。時系列的に連続するＡＶ
データは、先読み妥当性の極めて高いデータがあらかじ
め分っているため、キャッシュの大部分を先読み用エリ
アとして使うことになる。またＡＶデータはＰＣデータ
に比べてデータサイズがが巨大で連続性が高いため、キ
ャッシュ領域を確保し続けるためにリングバッファ方式
を採用する場合が多い。そしてこのようなＡＶデータ用
途の場合は、上記のようにキャッシュ上でデータの断片
化が進むハッシュアルゴリズムは最適とはいえない。

【０００９】また特に、記録媒体としてディスクを用い
たストレージデバイスを考えると、複数の読み書き処理
について、できるだけアドレスを連続にし、これを１回
の読み書きで処理することができれば、高速化，省電力
化を図ることができる。つまり、例えばスパイラル状に
形成されるディスク上のトラックに対して、連続した走
査（光ビームのトレース）により記録再生ができるよう
にすれば、頻繁なトラックジャンプやアクセス、ディス
ク回転待ち時間等を解消できるためである。しかしなが
ら上記ハッシュアルゴリズムによりキャッシュ上でデー
タが断片化することは、このようにアドレスを連続にし
て記録再生を行うことが困難になり、従ってＡＶデータ
を対象としてディスクに記録再生するという用途の場
合、ハッシュアルゴリズムは最適とはいえない。

【００１０】このようにＰＣデータとＡＶデータのキャ
ッシュ目的の違いから、ＰＣデータとＡＶデータの両方
に対応するストレージ機器を考えた場合、キャッシュ処
理が最適化しにくいという問題が生ずる。即ち、ＡＶデ
ータの高速記録再生機能を実現しつつ、ＰＣデータも効
率よく読み書きできるようにして、高速応答性、低消費
電力を実現することは困難であった。

【００１１】また、ディスクからデータを読み出してキ
ャッシュメモリに書き込む場合には、ディスクに対する
読出動作として効率的な処理が求められる。特にディス
クに対する読出動作は、メモリ素子間の書込／読出やデ
ータの転送に比べれば非常に時間を要するものであるた
め、ディスクに対する読出動作の効率化はシステム性能
を左右するものとなり、ディスクからのデータ読出の効
率化も求められている。

【００１２】

【課題を解決するための手段】そこで本発明では、ネッ
トワーク／パーソナルコンピュータに適応したストレー
ジ機器となるとともにＡＶ機器としても機能する機器を
考慮し、ＡＶデータの高速記録再生機能、ＰＣデータの
効率性を確保し、高速応答性、低消費電力、さらには低
コストを実現するキャッシュ制御方式を提案したうえ
で、ディスク等の記録媒体に対する読出動作の効率化も
実現することを目的とする。

【００１３】本発明の記憶装置は、記録媒体から読み出
される情報を一時記憶する一時記憶手段と、上記記録媒
体に対する情報の読出動作の実行を制御する読出制御手
段と、複数の要求に応じて上記記録媒体から読み出すべ
き複数の情報間の上記記録媒体上での離間状況を検出す
る検出手段と、上記検出手段の検出結果に応じて、上記
読み出すべき複数の情報と該各情報の間の不要情報を含
めて、上記読出制御手段に対し、上記記録媒体からの情
報読出及び上記一時記憶手段への一時記憶を指示する一
時記憶制御手段とを備える。また、上記一時記憶制御手
段は、上記読み出すべき複数の情報間の離間状況とし
て、上記記録媒体上のアドレス差が所定値以下であるこ
とが上記検出手段に検出されたとき、上記読み出すべき
複数の情報と該各情報の間の不要情報を含めて、上記読
出制御手段に対し、上記記録媒体からの情報読出及び上
記一時記憶手段への一時記憶を指示する。また上記記録
媒体はディスク記録媒体であり、上記読出制御手段は、
上記一時記憶制御手段からの上記不要情報を含む複数の
情報の読出指示に対応して、上記ディスク記録媒体のト
ラックに対する読出トレースがトラックアクセスにより
中断されることのない読出動作として実行されるように
制御する。

【００１４】本発明の再生装置は、記録媒体に対して情
報の読出を行う読出手段と、上記読出手段によって上記
記録媒体から読み出される情報を一時記憶する一時記憶
手段と、上記読出手段による上記記録媒体に対する情報
の読出動作の実行を制御する読出制御手段と、複数の要
求に応じて上記記録媒体から読み出すべき複数の情報間
の上記記録媒体上での離間状況を検出する検出手段と、
上記検出手段の検出結果に応じて、上記読み出すべき複
数の情報と該各情報の間の不要情報を含めて、上記読出
制御手段に対し、上記記録媒体からの情報読出及び上記
一時記憶手段への一時記憶を指示する一時記憶制御手段
とを備える。

【００１５】本発明の、例えば記憶装置と情報処理装置
とから成るような情報記憶システムは、記録媒体から読
み出される情報を一時記憶する一時記憶手段と、上記記
録媒体に対する情報の読出動作の実行を制御する読出制
御手段と、複数の要求に応じて上記記録媒体から読み出
すべき複数の情報間の上記記録媒体上での離間状況を検
出する検出手段と、上記検出手段の検出結果に応じて、
上記読み出すべき複数の情報と該各情報の間の不要情報
を含めて、上記読出制御手段に対し、上記記録媒体から
の情報読出及び上記一時記憶手段への一時記憶を指示す
る一時記憶制御手段と、上記記録媒体に対する情報の読
出のために、上記記録媒体に対するアクセス位置を示す
アドレスを、上記一時記憶制御手段に通知する読出要求
手段とを備える。

【００１６】本発明の記憶方法は、記録媒体から情報を
読み出して一時記憶手段に一時記憶する際に、複数の要
求に応じて上記記録媒体から読み出すべき複数の情報間
の上記記録媒体上での離間状況を検出し、その検出結果
に応じて、上記読み出すべき複数の情報と該各情報の間
の不要情報を含めて、上記記録媒体からの情報読出及び
上記一時記憶手段への一時記憶を行う。

【００１７】本発明のプログラムは、記録媒体から情報
を読み出して一時記憶手段に一時記憶する際に、複数の
要求に応じて上記記録媒体から読み出すべき複数の情報
間の上記記録媒体上での離間状況を検出し、その検出結
果に応じて、上記読み出すべき複数の情報と該各情報の
間の不要情報を含めて、上記記録媒体からの情報読出及
び上記一時記憶手段への一時記憶を実行させるようにす
るプログラムである。

【００１８】本発明の記録媒体は、記録媒体から情報を
読み出して一時記憶手段に一時記憶する際に、複数の要
求に応じて上記記録媒体から読み出すべき複数の情報間
の上記記録媒体上での離間状況を検出し、その検出結果
に応じて、上記読み出すべき複数の情報と該各情報の間
の不要情報を含めて、上記記録媒体からの情報読出及び
上記一時記憶手段への一時記憶を実行させるプログラム
を記録した記録媒体である。

【００１９】即ち本発明では、複数回の要求に対応し
て、記録媒体（ディスク）から読み出される情報を一時
記憶手段（キャッシュメモリ）に一時記憶させる際に、
その複数の要求に応じて上記記録媒体から読み出すべき
複数の情報間の上記記録媒体上での離間状況を検出す
る。例えばディスク上でのアドレス差が所定値以下であ
るか否かを検出する。そして複数の情報の離間が物理的
に小さいときには、その離間部分の不要データを含めた
１回の連続的な読出トレースにより、ディスクからの読
出を行うようにする。つまり必要とされる複数の情報の
読出が、ディスク記録媒体のトラックに対する読出トレ
ースがトラックアクセスにより中断されることのない動
作として実行できるようにする。

【００２０】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につい
て説明していく。説明は次の順序で行う。 １．記録再生装置の構成 ２．ディスク及びストレージ部の構成 ３．基本的なキャッシュ制御方式 ４．ライト／リード動作 ５．キャッシュ検索処理 ６．ディスクに対する読出制御

【００２１】１．記録再生装置の構成 実施の形態としての記録再生装置は、一例として、磁界
変調方式でデータ記録が行われる光磁気ディスクである
ミニディスク（ＭＤ）方式のディスクに対する記録再生
装置とする。但し、既に普及している音楽用途のミニデ
ィスクのみではなく、より高密度記録を可能とし、コン
ピュータユースの各種データのストレージに利用できる
高密度ディスクについても対応可能な記録再生装置であ
る。

【００２２】図１により本例の記録再生装置の構成を説
明する。図１においては、本例の記録再生装置１が、例
えばパーソナルコンピュータ（或いはネットワーク）１
００として外部の機器との間でデータ通信可能な機器と
して示している。例えば記録再生装置１は、パーソナル
コンピュータ１００とＵＳＢケーブル等の伝送路１０１
で接続されることで、パーソナルコンピュータ１００に
対する外部ストレージ機器として機能できる。また、パ
ーソナルコンピュータ１００を介したり、或いは直接ネ
ットワークと接続できる機能を備えるなどしてネットワ
ーク接続されることで、音楽や各種データをダウンロー
ドし、記録再生装置１においてストレージ部２に装填さ
れたディスクに保存できるものともなる。

【００２３】一方、この記録再生装置１はパーソナルコ
ンピュータ１００等に接続しなくとも、例えばオーディ
オ機器として機能する。例えば他のオーディオ機器等か
ら入力された音楽データをディスクに記録したり、ディ
スクに記録された音楽データ等を再生出力することがで
きる。即ち本例の記録再生装置１は、パーソナルコンピ
ュータ１００等に接続されることで汎用的なデータスト
レージ機器として利用でき、かつ単体ではオーディオ記
録再生機器としても利用できる装置である。

【００２４】記録再生装置１は、ストレージ部２、キャ
ッシュメモリ３、ＵＳＢインターフェース４、入出力処
理部５、表示部６、操作部７、システムコントローラ
８、ＲＯＭ９、ＲＡＭ１０、キャッシュ管理メモリ１
１、ＮＶ−ＲＡＭ１２を備える。

【００２５】ストレージ部２は、装填されたディスクに
対する記録／再生を行う。本例で用いるいわゆるミニデ
ィスク方式のディスク及びそれに対応するストレージ部
２の構成については後述する。

【００２６】キャッシュメモリ３は、ストレージ部２で
ディスクに記録するデータ、或いはストレージ部２によ
ってディスクから読み出されたデータについてのバッフ
ァリングを行うキャッシュメモリである。例えばＤ−Ｒ
ＡＭ２より構成される。キャッシュメモリへのデータの
書込／読出は、システムコントローラ（ＣＰＵ）８にお
いて起動されるタスクによって制御される。

【００２７】ＵＳＢインターフェース４は、例えばパー
ソナルコンピュータ１００とＵＳＢケーブルとしての伝
送路１０１で接続された際の、データ伝送のための処理
を行う。入出力処理部５は、例えば記録再生装置１が単
体でオーディオ機器として機能する場合に記録再生デー
タの入出力のための処理を行う。

【００２８】システムコントローラ８は、記録再生装置
１内の全体の制御を行うと共に、接続されたパーソナル
コンピュータ１００との間の通信制御を行う。ＲＯＭ９
にはシステムコントローラ８の動作プログラムや固定パ
ラメータ等が記憶される。ＲＡＭ１０はシステムコント
ローラ８によるワーク領域として用いられ、また各種必
要な情報の格納領域とされる。例えばストレージ部２に
よってディスクから読み出された各種管理情報や特殊情
報を記憶する。例えばＰ−ＴＯＣデータ、Ｕ−ＴＯＣデ
ータ、プレイリストデータ、ＦＡＴデータ、ユニークＩ
Ｄ、ハッシュ値等を記憶する。Ｐ−ＴＯＣデータ、Ｕ−
ＴＯＣデータはミニディスクに記録されている音楽トラ
ック等の管理情報である。また後述もするが本例の記録
再生装置１が対応できるミニディスク方式に準拠した高
密度ディスクは、Ｐ−ＴＯＣ、Ｕ−ＴＯＣによる管理形
式のうえに、ＦＡＴファイルシステムを構築したもので
ある。またプレイリストは、高密度ディスクにおいてＡ
ＴＲＡＣ方式などによる音楽データ等のアドレス等を管
理する情報であって、ＦＡＴシステム上の１つのファイ
ルとして記録されるものである。高密度ディスクが装填
された場合には、これらＦＡＴやプレイリストの情報も
読み込むことになる。ユニークＩＤ、ハッシュ値等はパ
ーソナルコンピュータ１００等との間でのデータ伝送に
際しての認証処理や暗号化／復号に用いられる情報であ
る。

【００２９】キャッシュ管理メモリ１１は、例えばＳ−
ＲＡＭで構成され、キャッシュメモリ３の状態を管理す
る情報が格納される。システムコントローラ８はキャッ
シュ管理メモリ１１を参照しながらデータキャッシュ処
理の制御を行う。キャッシュ管理メモリ１１の情報につ
いては後述する。ＮＶ−ＲＡＭ（不揮発性ＲＡＭ）１２
は、電源オフ時にも消失させないデータの格納領域とし
て用いられる。

【００３０】表示部６は、システムコントローラ８の制
御に基づいて、ユーザーに対して提示すべき各種情報の
表示を行う。例えば動作状態、モード状態、楽曲等のデ
ータの名称情報、トラックナンバ、時間情報、その他の
情報表示を行う。操作部７には、ユーザーの操作のため
の各種操作子として、操作キーやジョグダイヤルなどが
形成される。ユーザーは記録・再生、データ通信のため
の所要の動作を操作部７を操作して指示する。システム
コントローラ８は操作部７によって入力された操作情報
に基づいて所定の制御処理を行う。

【００３１】パーソナルコンピュータ１００等が接続さ
れた際の、システムコントローラ８による制御は例えば
次のようになる。システムコントローラ８は、ＵＳＢイ
ンターフェース４を介して接続されたパーソナルコンピ
ュータ１００との間で通信可能とされ、書込要求、読出
要求等のコマンドの受信やステイタス情報その他の必要
情報の送信などを行う。システムコントローラ８は、例
えばディスクがストレージ部２に装填されることに応じ
て、ディスクからの管理情報等の読出をストレージ部２
に指示し、キャッシュメモリ３を介して取り込んでＲＡ
Ｍ１０に格納させる。Ｐ−ＴＯＣ、Ｕ−ＴＯＣの管理情
報を読み込ませることで、システムコントローラ８はデ
ィスクのトラック記録状態を把握できる。またＣＡＴを
読み込ませることによりデータトラック内の高密度デー
タクラスタ構造を把握でき、パーソナルコンピュータ１
００からのデータトラックに対するアクセス要求に対応
できる状態となる。またユニークＩＤやハッシュ値によ
り、ディスク認証その他の処理を行ったり、或いはこれ
らの値をパーソナルコンピュータ１００に送信して処理
させることができる。

【００３２】パーソナルコンピュータ１００からの或る
データの読出要求があった場合は、システムコントロー
ラ８はストレージ部２に、当該データの読出を実行させ
る。読み出されたデータはキャッシュメモリ３に書き込
まれる。但し、既に当該要求されたデータが既にキャッ
シュメモリ３に格納されていた場合は、ストレージ部２
による読出は必要ない。いわゆるキャッシュヒットであ
る。そしてシステムコントローラ８はキャッシュメモリ
３に書き込まれているデータを読み出させ、ＵＳＢイン
ターフェース４を介してパーソナルコンピュータ１００
に送信させる制御を行う。

【００３３】パーソナルコンピュータ１００からの或る
データの書込要求があった場合は、システムコントロー
ラ８は、伝送されてくるデータをキャッシュメモリ３に
格納させる。そして、キャッシュメモリ３に格納された
データをストレージ部２によってディスクに記録させ
る。なお、ディスクへのデータ記録は、クラスタという
単位が最小単位で行われるものとされる。例えばクラス
タは３２ＦＡＴセクターである。もし、パーソナルコン
ピュータ１００等が記録要求したデータ量が数セクター
などであって１クラスタに満たない場合、ブロッキング
と呼ばれる処理が行われる。即ちシステムコントローラ
８は、ストレージ部２に、まず当該ＦＡＴセクターを含
むクラスタの読出を実行させる。読み出されたクラスタ
データはキャッシュメモリ３に書き込まれる。そしてシ
ステムコントローラ８は、パーソナルコンピュータ１０
０からのＦＡＴセクターのデータ（記録データ）をＵＳ
Ｂインターフェース４を介してキャッシュメモリ３に供
給させ、格納されているクラスタデータに対して、該当
するＦＡＴセクターのデータの書換を実行させる。そし
てシステムコントローラ８は、必要なＦＡＴセクターが
書き換えられた状態でキャッシュメモリ３に記憶されて
いるクラスタデータを、記録データとしてストレージ部
２に転送させる。ストレージ部２では、当該クラスタ単
位のデータをディスクに書き込む。

【００３４】なお、以上は例えばパーソナルコンピュー
タ１００との伝送を伴うデータの記録再生のための制御
であり、例えばミニディスク方式のオーディオデータな
どのの記録再生時のデータ転送は、入出力処理部５を介
して行われる。入出力処理部５は、例えば入力系とし
て、ライン入力回路／マイクロホン入力回路等のアナロ
グ音声信号入力部、Ａ／Ｄ変換器や、デジタルオーディ
オデータ入力部を備える。またＡＴＲＡＣ圧縮エンコー
ダ／デコーダを備える。さらに出力系として、デジタル
オーディオデータ出力部や、Ｄ／Ａ変換器及びライン出
力回路／ヘッドホン出力回路等のアナログ音声信号出力
部を備える。

【００３５】入出力処理部５を介した処理としてディス
クにオーディオデータが記録されるのは、例えば入力Ｔ
INとして入出力処理部５にデジタルオーディオデータ
（又はアナログ音声信号）が入力される場合である。入
力されたリニアＰＣＭデジタルオーディオデータ、或い
はアナログ音声信号で入力されＡ／Ｄ変換器で変換され
て得られたリニアＰＣＭオーディオデータは、ＡＴＲＡ
Ｃ圧縮エンコードされてキャッシュメモリ３に蓄積され
る。そして所定タイミング（ＡＤＩＰクラスタ相当のデ
ータ単位）でキャッシュメモリ３から読み出されてスト
レージ部２に転送される。ストレージ部２では、転送さ
れてくる圧縮データを所定の変調方式で変調してディス
クに記録する。

【００３６】ディスクからミニディスク方式のオーディ
オデータが再生される場合は、ストレージ部２は再生デ
ータをＡＴＲＡＣ圧縮データ状態に復調してキャッシュ
メモリ３に転送する。そしてキャッシュメモリ３から読
み出されて入出力処理部５に転送される。入出力処理部
５は、供給されてくる圧縮オーディオデータに対してＡ
ＴＲＡＣ圧縮デコードを行ってリニアＰＣＭオーディオ
データとし、デジタルオーディオデータ出力部から出力
する。或いはＤ／Ａ変換器によりアナログ音声信号とし
てライン出力／ヘッドホン出力を行う。

【００３７】なお、この図１の記録再生装置１の構成は
一例であり、例えば入出力処理部５は、オーディオデー
タだけでなく、ビデオデータに対応する入出力処理系を
備えるようにしてもよい。また、パーソナルコンピュー
タ１００との接続はＵＳＢでなく、ＩＥＥＥ１３９４等
の他の外部インターフェイスが用いられても良い。

【００３８】２．ディスク及びストレージ部の構成 本実施の形態の記録再生装置１で記録媒体とされるディ
スクは、例えばミニディスク方式のディスクである。特
に従前の音楽用のミニディスクだけではなく、コンピュ
ータユースの各種データを記録できる高密度ディスクに
も対応する。

【００３９】ここで図２に、オーディオ用ミニディスク
（及びＭＤ−ＤＡＴＡ）と、高密度ディスクの規格を比
較して示す。ミニディスク（及びＭＤ−ＤＡＴＡ）のフ
ォーマットとしては、トラックピッチは１．６μｍ、ビ
ット長は０．５９μｍ／ｂｉｔとなる。また、レーザ波
長λ＝７８０ｎｍとされ、光学ヘッドの開口率ＮＡ＝
０．４５とされる。記録方式としては、グルーブ記録方
式を採っている。つまり、グルーブ（ディスク盤面上の
溝）をトラックとして記録再生に用いるようにしてい
る。アドレス方式としては、シングルスパイラルによる
グルーブ（トラック）を形成したうえで、このグルーブ
の両側に対してアドレス情報としてのウォブルを形成し
たウォブルドグルーブを利用する方式を採るようにされ
ている。なお、本明細書では、ウォブリングにより記録
される絶対アドレスをＡＤＩＰ（Address in Pregroov
e）とも呼ぶ。

【００４０】記録データの変調方式としてはＥＦＭ（８
−１４変換）方式を採用している。また、誤り訂正方式
としてはＡＣＩＲＣ(Advanced Cross Interleave Reed-
Solomon Code) が採用され、データインターリーブには
畳み込み型を採用している。データの冗長度は４６．３
％となる。

【００４１】また、データの検出方式はビットバイビッ
ト方式である。ディスク駆動方式としてはＣＬＶ(Const
ant Linear Verocity)が採用されており、ＣＬＶの線速
度としては、１．２ｍ／ｓとされる。そして、記録再生
時の標準のデータレートとしては、１３３ｋＢ／ｓとさ
れ、記録容量としては、１６４ＭＢ（ＭＤ−ＤＡＴＡで
は１４０ＭＢ）となる。またクラスタというデータ単位
がデータの最小書換単位とされるが、このクラスタは、
３２個のメインセクターと４個のリンクセクターによる
３６セクターで構成される。

【００４２】一方、高密度ディスクは、トラックピッチ
は１．６μｍ、ビット長は０．４４μｍ／ｂｉｔとされ
る。また、レーザ波長λ＝７８０ｎｍ、光学ヘッドの開
口率ＮＡ＝０．４５、記録方式はグルーブ記録方式、ア
ドレス方式はシングルスパイラルによるグルーブ（トラ
ック）を形成したうえで、このグルーブの両側に対して
アドレス情報としてのウォブルを形成したウォブルドグ
ルーブを利用する方式を採る。つまりこれらの点ではオ
ーディオ用ミニディスクと同様であり、ディスクドライ
ブ装置での光学系の構成やＡＤＩＰアドレス読出方式、
サーボ処理については同様となることから互換性が維持
される。

【００４３】記録データの変調方式としては、高密度記
録に適合するとされるＲＬＬ（１，７）ＰＰ方式（ＲＬ
Ｌ；Run Length Limited、ＰＰ：Parity preserve/Proh
ibitrmtr(repeated minimum transition runlength)）
が採用され、誤り訂正方式としては、より訂正能力の高
いＢＩＳ（Burst Indicator Subcode）付きのＲＳ−Ｌ
ＤＣ（Reed Solomon−Long Distance Code）方式を用い
ている。データインターリーブにはブロック完結型が採
用される。データの冗長度は２０．５０％とされる。ま
たデータの検出方式はパーシャルレスポンスＰＲ（１，
２，１）ＭＬを用いたビタビ復号方式とされる。なおＲ
ＬＬ（１−７）変調及びＲＳ−ＬＤＣ誤り訂正方式につ
いては、例えば「特開平１１−３４６１５４号公報」
や、「国際特許公開公報ＷＯ ００／０７３００」など
に開示されている技術である。

【００４４】またディスク駆動方式はＣＬＶ（Constant
Linear Verocity）又はＺＣＡＶ（Zone Constant Angu
lar Verocity）で、その標準線速度としては２．７ｍ／
ｓとされ、記録再生時の標準線速度でのデータレートと
しては４．９Ｍｂｉｔ／ｓとされる。そして、記録容量
としては２９７ＭＢを得ることができる。変調方式がＥ
ＦＭからＲＬＬ（１，７）ＰＰ方式とされることでウイ
ンドウマージンが０．５から０．６６６となり、この点
で、１．３３倍の高密度化が実現できる。また物理フォ
ーマットとしてＣＩＲＣ方式から、ＢＩＳ付きのＲＳ−
ＬＤＣ方式とセクター構造の差異とビタビ復号を用いる
方式とされることで、データ効率は５３．７％から７
９．５％となり、この点で１．４８倍の高密度化が実現
できる。これらにより総合的には１．９７倍（約２倍）
のデータ容量が実現される。つまり記録容量は２９７Ｍ
Ｂという、オーディオ用ミニディスクの約２倍とでき
る。データの最小書換単位は、６４ＫＢとなる。

【００４５】ディスク上のエリア構造を図３に模式的に
示す。図３に示すように、ディスクの最内周側はＰ−Ｔ
ＯＣ（プリマスタードＴＯＣ）領域とされ、ここは物理
的な構造としてはプリマスタードエリアとなる。即ち、
エンボスピットによる再生専用データが記録されるエリ
アであり、その再生専用データとして管理情報であるＰ
−ＴＯＣが記録される。

【００４６】プリマスタードエリアより外周はレコーダ
ブルエリア（光磁気記録可能な領域）とされ、記録トラ
ックの案内溝としてのグルーブが形成された記録再生可
能領域となっている。このレコーダブルエリアの最内周
側はＵ−ＴＯＣ領域とされる。なおＵ−ＴＯＣ領域で
は、プリマスタードエリアとの緩衝エリアや、レーザー
光の出力パワー調整等のために用いられるパワーキャリ
ブレーションエリアが設けられ、またＵ−ＴＯＣ領域内
の特定の３クラスタの区間にＵ−ＴＯＣデータが３回繰
り返し記録される。Ｕ−ＴＯＣの内容の詳細については
省略するが、プログラムエリアに記録されている各トラ
ックのアドレス、フリーエリアのアドレス等が記録さ
れ、また各トラックに付随するトラックネーム、記録日
時などの情報が記録できるようにＵ−ＴＯＣセクターが
規定されている。

【００４７】レコーダブルエリアにおいてＵ−ＴＯＣ領
域より外周側にアラートトラック及びデータエリアが形
成される。アラートトラックは、このディスクが高密度
ディスクであって、従前のミニディスクプレーヤでは再
生できないことを示す警告音が記録された警告トラック
である。データエリアは、オーディオデータやコンピュ
ータユースのデータなどの記録に用いられるエリアとな
る。即ち、通常の音楽用ミニディスクの場合であれば、
データエリアに１又は複数の音楽トラックが記録され
る。高密度ディスクの場合は、データエリアが各種デー
タのストレージ領域として用いられるものとなる。

【００４８】図４によりディスクの管理構造を説明す
る。図４（ｂ）は、音楽用ミニディスクシステムでの管
理構造を示している。この場合、管理情報としては、Ｐ
−ＴＯＣ、Ｕ−ＴＯＣが記録される。Ｐ−ＴＯＣは書き
換え不能な情報としてピットにより記録される。このＰ
−ＴＯＣには、ディスクの基本的な管理情報として、デ
ィスクの総容量、Ｕ−ＴＯＣ領域におけるＵ−ＴＯＣ位
置、パワーキャリブレーションエリアの位置、データエ
リアの開始位置、データエリアの終了位置（リードアウ
ト位置）などが記録されている。

【００４９】一方、レコーダブルエリアに記録されるＵ
−ＴＯＣは、トラック（オーディオトラック／データト
ラック）の記録、消去などに応じて書き換えられる管理
情報であり、各トラック（トラックを構成するパーツ）
について開始位置、終了位置、やモードを管理する。ま
た、データエリアにおいて未だトラックが記録されてい
ないフリーエリア、つまり書込可能領域としてのパーツ
も管理する。例えば図示するようにデータエリア内に、
ＡＴＲＡＣデータとして３曲のオーディオトラックが記
録されている場合、Ｕ−ＴＯＣでは、３つのトラックを
それぞれスタートアドレス、エンドアドレス、モード情
報、さらには記録日時や名称情報を管理することにな
る。

【００５０】高密度ディスクの場合は図４（ａ）のよう
になる。高密度ディスクの場合も、Ｕ−ＴＯＣ及びＰ−
ＴＯＣは、従前のミニディスクシステムに準拠する方式
で記録される。そして図４（ａ）のデータエリアには、
１つの高密度データトラックを示しているが、Ｕ−ＴＯ
Ｃでは、この高密度データトラックを１つのトラックと
して管理する状態となっている。つまりＵ−ＴＯＣから
は、ディスク上における、データトラックの全体として
の１又は複数のパーツ位置を管理するものとなる。な
お、上述したアラートトラックの位置もＵ−ＴＯＣに管
理される。

【００５１】高密度データトラックは、ＲＳ−ＬＤＣ及
びＲＬＬ（１−７）ＰＰ方式で変調された高密度データ
によって形成されるトラックとされる。高密度データト
ラック内には、該データトラックに含まれる高密度デー
タクラスタを管理するクラスタアトリビュートテーブル
（ＣＡＴ：Cluster AttributeTable）が記録される。Ｃ
ＡＴでは、データトラックを構成する高密度データクラ
スタのそれぞれについての属性（公開可能／不可、正常
／不良等）を管理する。

【００５２】このデータトラック内で公開不可とされる
高密度データクラスタを用いて、著作権保護等のために
用いられる、ディスクに固有のユニークＩＤ（ＵＩＤ）
や、データ改竄チェックのためのハッシュ値（hash）が
記録される。もちろんこれ以外にも、各種の非公開情報
が記録されても良い。この公開不可とされる領域には、
特別に許可された機器のみが限定的にアクセスすること
ができるものとする。

【００５３】データトラック内で公開可能とされる高密
度データクラスタによる領域（エクスポータブルエリ
ア）は、例えばＵＳＢやＳＣＳＩなどの汎用データイン
ターフェースを経由して、外部のコンピュータなどがア
クセスし、記録領域として利用できる領域とされる。例
えばこの図４（ａ）の場合、エクスポータブルエリアに
は、ＦＡＴ及びＦＡＴ管理のデータファイルによる、Ｆ
ＡＴファイルシステムが構築されている状態を示してい
る。つまり、エクスポータブルエリアに記録されるデー
タは、Ｕ−ＴＯＣによっては管理されず、ＦＡＴなどの
汎用的な管理情報により管理される形態となり、ミニデ
ィスクシステムに準拠しない外部のコンピュータなどに
よって認識可能なデータとなる。

【００５４】ＡＴＲＡＣ方式等の音楽データ等がＦＡＴ
システム上で記録される場合は、その音楽データ等のフ
ァイルを管理する管理情報としてプレイリストが記録さ
れる。このプレイリストはＦＡＴシステム上の１つのフ
ァイルとしてきろくされるものであり、記録再生装置１
のシステムコントローラは、音楽データファイルの再生
時にはプレイリストからアドレス等を把握するものとな
る。

【００５５】なお、このような構造のデータトラック
が、ディスク上に複数記録される場合もある。その場
合、各データトラックが、それぞれ１つのトラックとし
てＵ−ＴＯＣから管理され、それぞれのデータトラック
内のエクスポータブルエリア内のデータについては、Ｆ
ＡＴ等により管理される。例えば各データトラックがそ
れぞれ独自にＦＡＴファイルシステムを持つものとな
る。あるいは、複数のデータトラックに渡って一つのＦ
ＡＴファイルシステムが記録されるようにしてもよい。

【００５６】また、ユニークＩＤ等の情報は、データト
ラック内であって、ＦＡＴ管理されないデータとする例
を述べたが、ＦＡＴ管理されない情報とするなら、どの
ような論理形態で記録されてもよい。例えばＵ−ＴＯＣ
から直接的に管理されるトラックとして、非公開情報用
のトラックを設けるようにしたり、あるいはＵ−ＴＯＣ
／Ｐ−ＴＯＣ内に記録してもよい。更に、Ｕ−ＴＯＣ領
域内で、Ｕ−ＴＯＣに使用されていない部分を用いて、
非公開情報用の記録領域を設けてもよい。

【００５７】なお、説明上、従前のミニディスクを「音
楽用ミニディスク」と呼ぶが、いわゆるＭＤ−ＤＡＴＡ
として知られているミニディスクも、この音楽用ミニデ
ィスクの範疇となる。また、高密度ディスクに対してデ
ータファイルとして音楽データが記録されることも当然
にあり得る。例えばネットワークやパーソナルコンピュ
ータからの音楽ファイルのダウンロードの場合などであ
る。

【００５８】図１に示したストレージ部２は、以上のよ
うな音楽用ミニディスクと汎用データ記録媒体としての
高密度ディスクに対応できるディスクドライブ部とされ
る。このストレージ部２の構成例を図５に示す。

【００５９】図示するディスク９０は、上述した音楽用
ミニディスク或いは高密度ディスクである。ストレージ
部２においては、装填されたディスク９０をスピンドル
モータ２９によってＣＬＶ方式で回転駆動させる。この
ディスク９０に対しては記録／再生時に光学ヘッド１９
によってレーザ光が照射される。光学ヘッド１９は、記
録時には記録トラックをキュリー温度まで加熱するため
の高レベルのレーザ出力を行ない、また再生時には磁気
カー効果により反射光からデータを検出するための比較
的低レベルのレーザ出力を行なう。このため、光学ヘッ
ド１９には、ここでは詳しい図示は省略するがレーザ出
力手段としてのレーザダイオード、偏光ビームスプリッ
タや対物レンズ等からなる光学系、及び反射光を検出す
るためのディテクタが搭載されている。光学ヘッド１９
に備えられる対物レンズとしては、例えば２軸機構によ
ってディスク半径方向及びディスクに接離する方向に変
位可能に保持されている。

【００６０】また、ディスク９０を挟んで光学ヘッド１
９と対向する位置には磁気ヘッド１８が配置されてい
る。磁気ヘッド１８は記録データによって変調された磁
界をディスク９０に印加する動作を行なう。また、図示
しないが光学ヘッド１９全体及び磁気ヘッド１８をディ
スク半径方向に移動させためスレッドモータ及びスレッ
ド機構が備えられている。

【００６１】このストレージ部２では、光学ヘッド１
９、磁気ヘッド１８による記録再生ヘッド系、スピンド
ルモータ２９によるディスク回転駆動系のほかに、記録
処理系、再生処理系、サーボ系等が設けられる。記録処
理系では、音楽用ミニディスクに対する記録時に第１の
変調方式の変調（ＥＦＭ変調・ＡＣＩＲＣエンコード）
を行う部位と、高密度ディスクに対する記録時に第２の
変調方式（ＲＬＬ（１−７）ＰＰ変調、ＲＳ−ＬＤＣエ
ンコード）の変調を行う部位が設けられる。再生処理系
では、音楽用ミニディスク（及び高密度ディスクのＵ−
ＴＯＣ）の再生時に第１の変調方式に対する復調（ＥＦ
Ｍ復調・ＡＣＩＲＣデコード）を行う部位と、高密度デ
ィスクの再生時に第２の変調方式に対する復調（パーシ
ャルレスポンスＰＲ（１，２，１）及びビタビ復号を用
いたデータ検出に基づくＲＬＬ（１−７）復調、ＲＳ−
ＬＤＣデコード）を行う部位が設けられる。

【００６２】光学ヘッド１９のディスク９０に対するレ
ーザ照射によりその反射光として検出された情報（フォ
トディテクタによりレーザ反射光を検出して得られる光
電流）は、ＲＦアンプ２１に供給される。ＲＦアンプ２
１では入力された検出情報に対して電流−電圧変換、増
幅、マトリクス演算等を行い、再生情報としての再生Ｒ
Ｆ信号、トラッキングエラー信号ＴＥ、フォーカスエラ
ー信号ＦＥ、グルーブ情報（ディスク９０にトラックの
ウォブリングにより記録されているＡＤＩＰ情報）等を
抽出する。

【００６３】音楽用ミニディスク再生時には、ＲＦアン
プで得られた再生ＲＦ信号は、ＥＦＭ復調部２４及びＡ
ＣＩＲＣデコーダ２５で処理される。即ち再生ＲＦ信号
は、ＥＦＭ復調部２４で２値化されてＥＦＭ信号列とさ
れた後、ＥＦＭ復調され、さらにＡＣＩＲＣデコーダ２
５で誤り訂正及びデインターリーブ処理される。即ちこ
の時点でＡＴＲＡＣ圧縮データの状態となる。そして音
楽用ミニディスク再生時には、セレクタ２６はＢ接点側
が選択されており、当該復調されたＡＴＲＡＣ圧縮デー
タがディスク９０からの再生データとして出力される。
この場合、図１のキャッシュメモリ３に圧縮データが供
給されることになる。

【００６４】一方、高密度ディスク再生時には、ＲＦア
ンプで得られた再生ＲＦ信号は、ＲＬＬ（１−７）ＰＰ
復調部２２及びＲＳ−ＬＤＣデコーダ２５で処理され
る。即ち再生ＲＦ信号は、ＲＬＬ（１−７）ＰＰ復調部
２２において、ＰＲ（１，２，１）及びビタビ復号を用
いたデータ検出によりＲＬＬ（１−７）符号列としての
再生データを得、このＲＬＬ（１−７）符号列に対して
ＲＬＬ（１−７）復調処理が行われる。そして更にＲＳ
−ＬＤＣデコーダ２３で誤り訂正及びデインターリーブ
処理される。そして高密度ディスク再生時には、セレク
タ２６はＡ接点側が選択されており、当該復調されたデ
ータがディスク９０からの再生データとして出力され
る。この場合、図１のキャッシュメモリ３に復調データ
が供給されることになる。

【００６５】ＲＦアンプ２１から出力されるトラッキン
グエラー信号ＴＥ、フォーカスエラー信号ＦＥはサーボ
回路２７に供給され、グルーブ情報はＡＤＩＰデコーダ
３０に供給される。

【００６６】ＡＤＩＰデコーダ３０は、グルーブ情報に
対してバンドパスフィルタにより帯域制限してウォブル
成分を抽出した後、ＦＭ復調、バイフェーズ復調を行っ
てＡＤＩＰアドレスを抽出する。抽出された、ディスク
上の絶対アドレス情報であるＡＤＩＰアドレスは図１に
示したシステムコントローラ８に供給される。システム
コントローラ８ではＡＤＩＰアドレスに基づいて、所要
の制御処理を実行する。またグルーブ情報はスピンドル
サーボ制御のためにサーボ回路２７に供給される。

【００６７】サーボ回路２７は、例えばグルーブ情報に
対して再生クロック（デコード時のＰＬＬ系クロック）
との位相誤差を積分して得られる誤差信号に基づき、Ｃ
ＬＶサーボ制御のためのスピンドルエラー信号を生成す
る。またサーボ回路２７は、スピンドルエラー信号や、
上記のようにＲＦアンプ２１から供給されたトラッキン
グエラー信号、フォーカスエラー信号、或いはシステム
コントローラ８からのトラックジャンプ指令、アクセス
指令等に基づいて各種サーボ制御信号（トラッキング制
御信号、フォーカス制御信号、スレッド制御信号、スピ
ンドル制御信号等）を生成し、モータドライバ２８に対
して出力する。即ち上記サーボエラー信号や指令に対し
て位相補償処理、ゲイン処理、目標値設定処理等の必要
処理を行って各種サーボ制御信号を生成する。

【００６８】モータドライバ２８では、サーボ回路２７
から供給されたサーボ制御信号に基づいて所要のサーボ
ドライブ信号を生成する。ここでのサーボドライブ信号
としては、二軸機構を駆動する二軸ドライブ信号（フォ
ーカス方向、トラッキング方向の２種）、スレッド機構
を駆動するスレッドモータ駆動信号、スピンドルモータ
２９を駆動するスピンドルモータ駆動信号となる。この
ようなサーボドライブ信号により、ディスク９０に対す
るフォーカス制御、トラッキング制御、及びスピンドル
モータ２９に対するＣＬＶ制御が行われることになる。

【００６９】ディスク９０に対して記録動作が実行され
る際には、キャッシュメモリ３からデータが供給され
る。音楽用ミニディスク記録時には、セレクタ１６がＢ
接点に接続され、従ってＡＣＩＲＣエンコーダ１４及び
ＥＦＭ変調部１５が機能することになる。この場合、オ
ーディオ処理部１０からの圧縮データはＡＣＩＲＣエン
コーダ１４でインターリーブ及びエラー訂正コード付加
が行われた後、ＥＦＭ変調部１５でＥＦＭ変調が行われ
る。そしてＥＦＭ変調データがセレクタ１６を介して磁
気ヘッドドライバ１７に供給され、磁気ヘッド１８がデ
ィスク９０に対してＥＦＭ変調データに基づいた磁界印
加を行うことでデータ記録が行われる。

【００７０】高密度ディスク記録時には、セレクタ１６
がＡ接点に接続され、従ってＲＳ−ＬＤＣエンコーダ１
２及びＲＬＬ（１−７）ＰＰ変調部１３が機能すること
になる。この場合、メモリ転送コントローラ３からの高
密度データはＲＳ−ＬＤＣエンコーダ１２でインターリ
ーブ及びＲＳ−ＬＤＣ方式のエラー訂正コード付加が行
われた後、ＲＬＬ（１−７）ＰＰ変調部１３でＲＬＬ
（１−７）変調が行われる。そしてＲＬＬ（１−７）符
号列としての記録データがセレクタ１６を介して磁気ヘ
ッドドライバ１７に供給され、磁気ヘッド１８がディス
ク９０に対して変調データに基づいた磁界印加を行うこ
とでデータ記録が行われる。

【００７１】レーザドライバ／ＡＰＣ２０は、上記のよ
うな再生時及び記録時においてレーザダイオードにレー
ザ発光動作を実行させるが、いわゆるＡＰＣ（Automati
c Lazer Power Control）動作も行う。即ち、図示して
いないが、光学ヘッド１９内にはレーザパワーモニタ用
のディテクタが設けられ、そのモニタ信号がレーザドラ
イバ／ＡＰＣ２０にフィードバックされる。レーザドラ
イバ／ＡＰＣ２０は、モニタ信号として得られる現在の
レーザパワーを、設定されているレーザパワーと比較し
て、その誤差分をレーザ駆動信号に反映させることで、
レーザダイオードから出力されるレーザパワーが、設定
値で安定するように制御している。なお、レーザパワー
としては、再生レーザパワー、記録レーザパワーとして
の値がシステムコントローラ８によって、レーザドライ
バ／ＡＰＣ２０内部のレジスタにセットされる。

【００７２】以上の各動作（アクセス、各種サーボ、デ
ータ書込、データ読出の各動作）は、システムコントロ
ーラ８からの指示に基づいて実行される。

【００７３】３．基本的なキャッシュ制御方式 上記図１により説明したように記録再生装置１はＡＶ機
器としてディスク９０に対してオーディオデータ（ＡＶ
データ）の記録再生を行うとともに、パーソナルコンピ
ュータ（又はネットワーク）１００に接続されてＰＣデ
ータやＡＶデータの記録再生を行うことができる機器と
される。そしてディスク９０に読み書きされるデータは
キャッシュメモリ３を経由するものとなる。

【００７４】本例では、キャッシュメモリ３は、キャッ
シュ領域が所定単位Ｎで分割されて制御される。図６
は、キャッシュ領域がＮクラスタ×Ｍブロックに分割設
定された状態を示している。図６に一枡で示す１つの領
域（セル）は１クラスタ（３２ＫＢｙｔｅ）の領域と
し、全体としてはＮ×Ｍクラスタの領域としている。そ
して説明の便宜のために縦一列にＮクラスタを示し、こ
のＮクラスタが１つの分割単位（ブロック）としてＭブ
ロックが設定されているとする。このように、キャッシ
ュメモリ３におけるキャッシュ領域は、論理的に、Ｎク
ラスタ×Ｍブロックに分割設定される。

【００７５】キャッシュメモリ３上のアドレス（キャッ
シュアドレス）は、キャッシュＩＤ（Ｃｉｄ）として連
続する。図７には、Ｎ＝８とした場合の、各セルのアド
レスＣｉｄを示している。即ちアドレスＣｉｄとして
は、物理的には各セルについてＣｉｄ＝０〜Ｃｉｄ＝８
（Ｍ−１）＋７までが連続して付与されているが、これ
がＮ＝８として設定されることで、Ｃｉｄ＝０〜７、８
〜１５、１６〜２３・・・８（Ｍ−１）〜８（Ｍ−１）
＋７まで、８個のセル毎に１ブロックとして分割し、こ
れが連続する状態で管理される。

【００７６】このようなキャッシュ領域に対して、デー
タを書き込む場合は、データ属性（具体的にはデータの
ディスク９０上のアドレス等)をＮで割った余り値を起
点として順番にセルを割り当てる。図７のようにＮ＝８
とした場合、各ブロックにおいては余り「０」〜余り
「７」に相当するセルが存在するものとなるが、ポイン
タｃｎｔの値で指定されたブロックにおいて余り値が対
応するセルが、そのデータに対応するセルとなる。起点
となるセルを含むブロックは、単純にカウントアップさ
れるポインタｃｎｔの値で指定される。このポインタｃ
ｎｔは、カウントアップされていくことで各ブロックを
順次指定していくポインタである。なお、ポインタｃｎ
ｔは、最後のブロック「（Ｍ−１）Ｎ」に達したら、次
に最初のブロック「０Ｎ」を指定する値にリセットされ
ることで、キャッシュ領域を長大なデータに対応できる
リングバッファのように用いることもできるようにして
いる。

【００７７】つまり基本的に、ディスク９０上でのアド
レス（adrs）が連続していたならば、図中の左上のセル
から縦方向にキャッシュを埋めていき、一番下に達した
らポインタｃｎｔを１進める。これを繰り返してポイン
タｃｎｔが一番右端（最終ブロック）に達したらポイン
タｃｎｔを左端（先頭ブロック）に戻す。

【００７８】以上のことを具体的にのべると、ディスク
９０に対して読み書き要求されたデータのディスク上の
アドレス（adrs）に対して、以下の式によりキャッシュ
ＩＤ（Ｃｉｄ）を割り当てるものとなる。 Ｃｉｄ＝ (Ｎ× cnt) ＋ remainer(adrs ÷ Ｎ)

【００７９】このようなキャッシュアドレスＣｉｄの割
当の具体例を図８〜図１１に示す。図８〜図１１におい
てはキャッシュ領域の各セルのアドレスＣｉｄは示して
いないが図７に示したとおりとする。今、ディスク９０
上でのアドレス（adrs）＝２５、２６、２７としての３
クラスタ分のデータの書込又は読出要求が発生したとす
る。

【００８０】なお、上述した高密度ディスクでの「クラ
スタ」単位と、キャッシュ領域でいう「クラスタ」単位
は、ディスクフォーマットや機器の設計などの都合で、
必ずしも一致しないが、ここでは説明の簡略化のために
一致している場合で述べ、ディスク上での１クラスタの
データが、キャッシュ領域の１つセルに格納されるもの
とする。もちろん一致していなくても、所要のアドレス
換算演算が行われることで、本例のキャッシュ制御方式
は実現できるものである。

【００８１】まずキャッシュ領域に書き込むデータのア
ドレス（adrs）＝２５であり、キャッシュ領域はＮ＝８
で分割設定され、また現在ポインタｃｎｔ＝０でブロッ
ク「０Ｎ」を指定しているとすると、上記式は Ｃｉｄ＝ (８×０) ＋ remainer(２５÷８) となり、remainer(２５÷８)として余り値「１」が導か
れる。つまりキャッシュ領域でのアドレスＣｉｄ＝
「１」が割り当てられ、図８に示すようにアドレスadrs
＝２５のデータが、キャッシュアドレスＣｉｄ「１」の
セルに書き込まれる。続く、アドレス（adrs）＝２６、
２７の各データも、それぞれ余り値「２」「３」とな
り、キャッシュアドレスＣｉｄ「２」「３」のセルに連
続的に書き込まれる。

【００８２】次に、アドレス（adrs）＝３２、３３、３
４としての３クラスタ分のデータの書込又は読出要求が
発生したとする。すると、アドレス（adrs）＝３２のＮ
で除した余り値は「０」であるが、この場合、ブロック
「０Ｎ」の残りのセルはＣｉｄ＝４，５，６，７であ
り、Ｃｉｄ＝０のセルをすぎているため、ポインタｃｎ
ｔがインクリメントされてｃｎｔ＝１となる。従って上
記式は、 Ｃｉｄ＝ (８×１) ＋ remainer(３２÷８) となり、アドレスＣｉｄ＝８とされて、図９に示すよう
にアドレスadrs＝３２のデータが、キャッシュアドレス
Ｃｉｄ「８」のセルに書き込まれる。続く、アドレス
（adrs）＝３３、３４の各データも、それぞれＣｉｄ＝
９、１０が算出され、キャッシュアドレスＣｉｄ「９」
「１０」のセルに書き込まれる。この場合、Ｃｉｄ＝
４，５，６，７のセルは、無効セルとされる。

【００８３】更に次にアドレス（adrs）＝１４、１５、
１６としての３クラスタ分のデータの書込又は読出要求
が発生したとすると、これらのデータは、同様にしてＣ
ｉｄ＝１４，１５，１６のセルが割り当てられ、図９に
示すように書き込まれる。以下、同様に、アドレス（ad
rs）＝５０、５１、５２、５３としての４クラスタ分の
データの書込又は読出要求、アドレス（adrs）＝４５、
４６、４７、４８としての４クラスタ分のデータの書込
又は読出要求が発生し、それぞれＣｉｄが割り当てられ
てキャッシュ領域に書き込まれた状態を図１０に示して
いる。

【００８４】以上の例は、例えば３クラスタ程度など、
比較的短いデータサイズのデータの書込又は読出要求発
生時の例であるが、ＡＶデータのように長大なデータの
場合も同様となる。例えばポインタｃｎｔ＝５であった
際に、アドレス（adrs）＝１００、１０１、１０２・・
・・として長大なデータの書込又は読出要求が発生した
場合には、図１１に示すように、まずアドレス（adrs）
＝１００のデータについて上記式によりＣｉｄ＝４４が
割り当てられ、このＣｉｄ＝４４のセルから図示するよ
うに順次連続して割り当てて書き込まれていくことにな
る。

【００８５】なお、ＡＶデータの場合のように大きいサ
イズの連続データの書込／読出要求は、実際には複数回
に分けられて発生するが、アドレス（adrs）が連続する
データが順次書込／読出要求されるものであるため、結
果的に図１１のように書き込まれていくことになる。

【００８６】このようなキャッシュ制御方式では、次の
ような利点が得られるものとなる。まず連続したアドレ
ス(adrs)に対して，キャッシュメモリ上でも連続性が確
保される。ただし図８〜図１０の場合でわかるように、
アドレス（adrs）が連続していない場合には，最大Ｎ−
１クラスタ（セル）の隙間が生じる。

【００８７】また、キャッシュを検索する時には、要求
されたアドレス（adrs）からキャッシュアドレスＣｉｄ
を求め，そこを起点に左方向に１周するよう検索すれば
よく、キャッシュ検索の際に検索回数（検索対象のセル
数）が，全てのセルを検索する場合の１／Ｎ回で済み、
検索処理が高速化できる。このキャッシュ検索処理につ
いては後述する。

【００８８】また、キャッシュアドレスＣｉｄの割当処
理は、上述の式で示す単純な演算処理で可能である。特
に従来のハッシュアルゴリズムによる割当処理と比較す
れば著しく簡単な演算である。これは演算プログラムの
簡略化、処理負担の軽減、及び演算の迅速化を実現でき
るものとなる。特にＮの値を上記「８」のように２のべ
き乗の値とすることにより、ＣＰＵ（システムコントロ
ーラ８）によるキャッシュアドレスＣｉｄ算出の高速化
を図ることができる。

【００８９】そしてこのようなキャッシュ制御方式で
は、ＰＣデータのようになるべくキャッシュヒットの可
能性を高くし、更に検索性を向上させることで応答性を
向上させるというキャッシュの目的と、ディスク９０上
で連続して書き込む（又は読み出す）データをキャッシ
ュメモリ３上でも連続させることでディスク９０への書
込／読出動作を効率化させ、さらにＡＶデータのように
大きなデータサイズの連続的なバッファリングという目
的にも適したものとなる。

【００９０】ところで、キャッシュアドレスＣｉｄの割
り当てがＮ×Ｍのキャッシュ領域で１周したら、２周目
では、無効セルとして残った隙間にキャッシュアドレス
Ｃｉｄ割り当てるようにすることも考えられる。ただ
し、このようにすると、キャッシュデータの断片化を促
進するため，一周したらキャッシュ満タンと判断し登録
抹消を始める、という使い方をするのであってもよい。

【００９１】なお、登録抹消とは、データが書き込まれ
たセル（データが存在し、書込に使用できないセルとし
て登録されたセル）を、データ書込可能な空のセルに戻
すことである。キャッシュメモリ３に書き込まれたデー
タは、少なくともディスク９０への書込を行うまでは必
要なデータである。キャッシュメモリ３のデータをディ
スク９０に書き込むことを「フラッシュ」と呼ぶが、フ
ラッシュされていないデータを有するセルは、書き込み
できないセルとして「登録」される状態となる。そし
て、少なくともフラッシュされたセルについて、登録抹
消が行われる。但し、フラッシュが登録抹消の条件では
ない。例えばキャッシュヒットを考慮すれば、登録され
たセルはできるだけ長く登録抹消せずにデータを確保し
ておくことが好ましい。その一方でキャッシュ領域は有
限であるため、いつまでも登録状態にしておくことはで
きない。このような事情から、キャッシュの状態、容
量、要求発生状況、書込要求されるデータサイズなどに
応じて、登録抹消は随時行われるものとなっている。

【００９２】キャッシュメモリ３におけるデータ書込状
態や書き込まれたデータの属性は、キャッシュ管理メモ
リ１１にキャッシュ管理データによって管理される。キ
ャッシュ管理データにおいては、図１２（ａ）に示すよ
うに、各キャッシュアドレスＣｉｄ（つまり各セル）に
対応して管理情報を有するものとされる。そして各キャ
ッシュアドレスＣｉｄに対応して、図１２（ｂ）に示す
ようにアドレスＣｉｄ、ＦＡＴクラスタ番号（adrs）、
フラッシュ情報、キャッシュセクター情報を管理する。

【００９３】ＦＡＴクラスタ番号（adrs）とは、そのキ
ャッシュアドレスＣｉｄに書き込まれたデータの属性と
して、ディスク９０上でのアドレスを示すものとされ
る。上述したようにディスク９０としての高密度ディス
クはＦＡＴシステムによって管理されたデータを記録す
るものであるため、それに対応してＦＡＴクラスタ番号
として（adrs）値を記憶するようにされる。つまり本実
施の形態の例では、ＦＡＴクラスタ番号がディスクから
の書込又は読出要求の際のアドレスとして指定されるも
のとしている。例えば上記図８のようにＣｉｄ「１」の
セルに、ＦＡＴクラスタ番号としてのアドレス（adrs）
＝「２５」が書き込まれた場合は、Ｃｉｄ「１」の管理
情報として、ＦＡＴクラスタ番号（adrs）＝「２５」と
登録される。

【００９４】フラッシュ情報とは、そのキャッシュアド
レスＣｉｄのデータがフラッシュされたか否かを示す情
報である。そのキャッシュアドレスＣｉｄにデータが書
き込まれることに応じて「未書込」を示す値とされ、フ
ラッシュされることに応じて「ディスク書込済」を示す
値に更新される。

【００９５】キャッシュセクター情報とは、キャッシュ
アドレスＣｉｄの各セクターについてデータの書込の有
無を示す情報とされる。１つのキャッシュアドレスＣｉ
ｄは１クラスタの領域のセルに付与されており、１クラ
スタは３２セクターで構成されるとすると、例えばキャ
ッシュセクター情報は、３２セクターにそれぞれ１ビッ
トが対応する３２ビットのフラグ情報とされて、各セク
ターについてのデータ有無を示すようにされる。

【００９６】例えばこのようにキャッシュ管理データが
構成されることで、システムコントローラ８はキャッシ
ュ管理メモリ１１におけるキャッシュ管理データを参照
することで、キャッシュ領域の各セルの状態を把握し、
フラッシュ処理、登録抹消処理、ポインタｃｎｔのカウ
ント処理等の必要なキャッシュ制御を行うことができ
る。また後述するキャッシュ検索は、実際にはこのキャ
ッシュ管理データを検索するものである。

【００９７】４．ライト／リード動作 ここで、上記のように制御されるキャッシュメモリ３を
介して行われる記録再生時の動作の流れを説明してお
く。図１３はディスク９０へのデータ書込要求発生時
（ディスクライト時）、図１４、図１５はディスク９０
からのデータ読出要求発生時（ディスクリード時）の流
れを示している。なお図１４はキャッシュヒットしなか
った場合、図１５はキャッシュヒットした場合である。

【００９８】各図においては、録再管理タスク又はＰ
Ｃ、ファイルタスク又はＵＳＢタスク、キャッシュタス
ク、ドライブタスクの処理を示している。録再管理タス
ク、ファイルタスク、ＵＳＢタスク、キャッシュタス
ク、ドライブタスクは、それぞれシステムコントローラ
８（ＣＰＵ）において起動されるタスクである。ＰＣと
は図１にパーソナルコンピュータ（又はネットワーク）
１００として示した外部処理である。

【００９９】ドライブタスクは、ストレージ部２におけ
る記録再生動作やキャッシュメモリ３とストレージ部２
の間のデータ転送の制御を行う機能を有する。キャッシ
ュタスクは、キャッシュメモリ３に対する制御、即ち、
キャッシュアドレスＣｉｄの計算を始めとするキャッシ
ュ制御を行う機能を持つ。ＵＳＢタスクは、ＵＳＢイン
ターフェース４とパーソナルコンピュータ１００との間
のデータ通信及びそのためのキャッシュメモリ３に対す
る書込／読出を制御する機能を有する。ファイルタスク
は、入出力処理部５を介して入出力されるデータについ
てのＦＡＴクラスタによる管理／変換や、ＦＡＴやプレ
イリストに基づくアドレス検出等を行う機能を有する。
録再管理タスクは、入出力処理部５を介してのオーディ
オデータの入出力、即ち記録再生装置１の単体でのディ
スク９０への記録再生をユーザー操作に基づいて指示す
る機能を有する。

【０１００】上述したように、ディスク９０へのデータ
の記録再生としては、記録再生装置１が単体でＡＶ機器
として用いられる場合と、パーソナルコンピュータ（又
はネットワーク）１００に接続されて、それらに対する
ストレージ機器として用いられる場合の２通りがある。
パーソナルコンピュータ１００に接続される場合は、例
えばパーソナルコンピュータ１００がディスク９０に対
するデータの書込要求、読出要求を発生させる。この場
合は、ＵＳＢタスク、キャッシュタスク、ドライブタス
クが機能して、データの書込又は読出が行われる。

【０１０１】一方、記録再生装置１はＡＶ機器として機
能でき、例えばユーザ操作に応じてオーディオデータ等
の記録再生が実行できるが、その場合は、操作部７から
のユーザーの記録操作、再生操作に応じて、システムコ
ントローラ８上で起動されている録再管理タスクがディ
スク９０に対するデータの書込要求、読出要求を発生さ
せる。この場合は、ファイルタスク、キャッシュタス
ク、ドライブタスクが機能して、データの書込又は読出
が行われる。

【０１０２】あくまでここで説明する範囲としてのデー
タキャッシュに関する動作や伝送する情報は、録再管理
タスクとパーソナルコンピュータ１００で同様であり、
またファイルタスクとＵＳＢタスクは同様となるため、
これらを共通に説明する。なお、パーソナルコンピュー
タ１００等ではディスク９０上のアドレス（adrs）を論
理アドレスで扱い、ドライブタスクではディスク９０上
のアドレス（adrs）を物理アドレスとして扱う。このた
め実際には論理／物理アドレス変換タスクが、例えばＵ
ＳＢタスクとキャッシュタスクの間に介在され、キャッ
シュタスク、ドライブタスクでは物理アドレスによりア
ドレス（adrs）を、ＵＳＢタスクやパーソナルコンピュ
ータ１００側では論理アドレスによりアドレス（adrs）
を、それぞれ扱うことになるが、説明の簡略化のため、
論理／物理アドレス変換については省略する。

【０１０３】まず図１３でディスクライト時を説明す
る。手順Ｗ１では、録再管理タスク（又はＰＣ）が書込
要求（ライト要求）を発生させると共に書込データを転
送する。ライト要求としては、ディスク９０での書込の
起点となるアドレス（adrs）及びデータ長（length）の
情報を含む。そして書込データ（Wdata）を転送する。
ファイルタスク（又はＵＳＢタスク）は、ライト要求が
発生し、入出力処理部５（又はＵＳＢインターフェース
４）に書込データ（Wdata）が供給されてくると、手順
Ｗ１１として、キャッシュタスクに対してキャッシュ書
込要求を行う。このキャッシュ書込要求ではアドレス
（adrs）及びデータ長（length）の情報をキャッシュタ
スクに伝える。キャッシュタスクは、手順Ｗ２１におい
て、アドレス（adrs）に基づいて上述した式「Ｃｉｄ＝
(Ｎ× cnt) ＋ remainer(adrs ÷ Ｎ)」によりキャッ
シュアドレスＣｉｄを算出し、手順Ｗ２２として算出し
たキャッシュアドレスＣｉｄをファイルタスク（又はＵ
ＳＢタスク）に伝える。即ちキャッシュメモリ３におい
て書込データ（Wdata）を書き込むべきキャッシュアド
レスを伝える。

【０１０４】これに応じてファイルタスク（又はＵＳＢ
タスク）は、手順Ｗ１２として、書込データ（Wdata）
を指定されたキャッシュアドレスＣｉｄを起点としてキ
ャッシュメモリ３に書き込んでいく処理を行う。そして
キャッシュ書込が完了したら、手順Ｗ１３として、キャ
ッシュタスクに対してキャッシュ書込完了を通知する。
またこのとき、キャッシュ書込完了の時点で、録再管理
タスク（又はＰＣ）に対しては書込完了を通知する。例
えばパーソナルコンピュータ１００や録再管理タスク
は、一度ライト要求を送信した後は、そのライト要求に
対するライト完了がコマンドＯＫの通知とされ、そのコ
マンドＯＫとされた後に、次のライト要求が可能とな
る。従って、パーソナルコンピュータ１００や録再管理
タスクは、連続的にライト要求を行う場合は、この時点
で次のライト要求を発生させることが可能となる。

【０１０５】ファイルタスク（又はＵＳＢタスク）から
のキャッシュ書込完了の通知があると、キャッシュタス
クは手順Ｗ２３として、ドライブタスクに対してディス
ク９０への書込要求を行う。ドライブタスクは手順Ｗ３
１として、キャッシュタスクからの書込要求に応じて、
キャッシュメモリ３に保持された書込データ（Wdata）
を読み出してストレージ部２に転送し、指定されたアド
レス（adrs）から記録するように制御することになる。
そしてストレージ部２においてディスク９０へのデータ
書込が完了したら、手順Ｗ３２としてキャッシュタスク
に対してディスク書込完了を通知する。ここまでの処理
により、書込データ（Wdata）のディスク９０への書込
が完了する。

【０１０６】なお、このようにキャッシュメモリ３に格
納されたデータをディスク９０に書き込むフラッシュ動
作は、ライト要求毎に実行する必要はなく、所定のフラ
ッシュタイミングにおいて実行されればよい。例えばキ
ャッシュメモリ３に書き込まれたデータを或る程度の時
間フラッシュさせないでおき、所要の時点でまとめてフ
ラッシュすることで、フラッシュ動作を効率化できる。
特にディスク９０に対する書込動作を効率化できる。

【０１０７】ところで、キャッシュメモリ３の状態は上
述したようにキャッシュ管理データで管理されるが、上
記手順Ｗ１２で書込データ（Wdata）のキャッシュメモ
リ３への書込が行われることに応じて、キャッシュ管理
データでは、該当キャッシュアドレスＣｉｄについて図
１２に示したＦＡＴクラスタ番号（adrs）が書き込ま
れ、またキャッシュセクター情報が更新される。またキ
ャッシュメモリ３に格納された書込データ（Wdata）
が、手順Ｗ３１でディスク９０へ書き込まれる（即ちフ
ラッシュされる）ことに応じて、その書込データ（Wdat
a）が格納されていたキャッシュアドレスＣｉｄはフラ
ッシュ済みとなるようにキャッシュ管理データのフラッ
シュ情報が更新される。

【０１０８】次に図１４でディスクリード時の動作を説
明する。これはキャッシュヒットしなかった場合であ
る。手順Ｒ１で、録再管理タスク（又はＰＣ）は読出要
求（リード要求）を発生させる。リード要求としては、
ディスク９０での読出の起点となるアドレス（adrs）及
びデータ長（length）の情報を含む。ファイルタスク
（又はＵＳＢタスク）は、リード要求が発生すると、手
順Ｒ１１として、キャッシュタスクに対してキャッシュ
読出要求を行う。このキャッシュ読出要求ではアドレス
（adrs）及びデータ長（length）の情報をキャッシュタ
スクに伝える。キャッシュタスクは、手順Ｒ２１におい
て、アドレス（adrs）に基づいて上述した式「Ｃｉｄ＝
(Ｎ× cnt) ＋ remainer(adrs ÷ Ｎ)」によりキャッ
シュアドレスＣｉｄを算出し、そのキャッシュアドレス
Ｃｉｄを起点として、上述したＮ×Ｍのマトリクス設定
されたキャッシュ領域における余り値が同一の行での検
索を行う。この検索処理は後述する。ここで、キャッシ
ュ検索を行っても、要求されたアドレス（adrs）のデー
タが発見されなかったとする。即ちキャッシュヒットし
なかったため、キャッシュタスクは続いて手順Ｒ２２
で、ドライブタスクに対してディスク９０からの読出要
求を行う。このとき、ディスクから読み出すべきアドレ
ス（adrs）、データ長（length）、及び読み出したデー
タを書き込ませるキャッシュメモリ３のキャッシュアド
レスＣｉｄを通知する。ドライブタスクは手順Ｒ３１と
して、キャッシュタスクからの書込要求に応じて、スト
レージ部２が指定されたアドレス（adrs）から指定され
たデータ長（length）のデータ再生を行うように制御す
る。そして読み出されたデータは、指定されたキャッシ
ュアドレスＣｉｄに基づいて、キャッシュメモリ３に書
き込んでいく。そしてドライブタスクは、ストレージ部
２におけるディスク９０からのデータ読出、及びキャッ
シュメモリ３への書込が完了したら、手順Ｒ３２として
キャッシュタスクに対してディスク読出完了を通知す
る。

【０１０９】するとキャッシュタスクは手順Ｒ２３で、
上記手順Ｒ１１でのキャッシュ読出要求に対応したレス
ポンスとして、読出を行うべきキャッシュアドレスＣｉ
ｄを通知する。即ちドライブタスクによって読出データ
（Rdata）が書き込まれたキャッシュアドレスＣｉｄを
通知するものとなる。

【０１１０】これに応じてファイルタスク（又はＵＳＢ
タスク）は、手順Ｒ１２として、指定されたキャッシュ
アドレスＣｉｄから読出データ（Rdata）を読み出し、
入出力処理部５又はパーソナルコンピュータ１００側に
転送していく。そしてキャッシュ読出及び転送が完了し
たら、手順Ｒ１３として、録再管理タスク（又はＰＣ）
に対して読出完了を通知する。なお実際には、手順Ｒ１
３の読出完了の通知は手順Ｒ１２のデータの転送と同時
に行われる場合もある。

【０１１１】例えばパーソナルコンピュータ１００や録
再管理タスクは、読出完了の通知に応じて次のリード要
求が可能となる。ところで、オーディオデータのように
連続した長大なデータであって、また入出力処理部５か
らの出力として時間的な連続性を保たなければならない
場合、読出完了の通知を待って新たに続きのデータを要
求するのでは間に合わないおそれもあり、またストレー
ジ部２での再生動作としては、ディスク９０上で連続し
ているデータであるにもかかわらず、一旦読出を停止し
てリード要求を待って再度読出を開始するということ
は、非常に非効率的な動作となり、余分な電力消費も多
くなる。そこで通常、ドライブタスク側では例えばキャ
ッシュタスクの指示に基づいて、ストレージ部２の読出
動作として先読み動作を行わせ、まだ要求されていない
データについてもキャッシュメモリ３へバッファリング
していくようにしている。

【０１１２】例えば手順Ｒ３１で要求されたデータをデ
ィスク９０から読み出してキャッシュメモリ３へ書き込
んだ際には、引き続きディスク９０から連続的に読出を
実行させ、それぞれキャッシュメモリ３へ連続して書き
込んでいく。もちろんディスク９０上でのアドレス（ad
rs）は連続したものであるため、キャッシュメモリ３上
でのキャッシュアドレスＣｉｄとしても連続したアドレ
スに書き込んで行くようにされることになる。このよう
な先読み動作により、図１１に示したようなバッファリ
ングが行われていく。そして特にオーディオデータの場
合、次に要求されるデータが、先に要求されたデータに
連続する続きのデータとされる蓋然性は非常に高い。従
って先読みバッファリングを行っておけば、次のリード
要求の際には、次に説明するキャッシュヒットによりデ
ータを非常に迅速に転送することができる。これによ
り、入出力処理部５が時間的に連続してデータ出力する
ような場合でも、それに間に合うように入出力処理部５
に対して読出データを供給できる。

【０１１３】なお、キャッシュメモリ３の状態を管理す
るキャッシュ管理データでは、上記手順Ｗ３２で読出デ
ータ（Rdata）のキャッシュメモリ３への書込が行われ
ることに応じて、該当キャッシュアドレスＣｉｄについ
て図１２に示したＦＡＴクラスタ番号（adrs）が書き込
まれ、またキャッシュセクター情報が更新される。

【０１１４】ところで、上記手順Ｒ３１で読出完了の通
知があった後に、パーソナルコンピュータ１００や録再
管理タスクは次のリード要求が可能となると述べたが、
例えば録再管理タスクの指示に基づくファイルタスクに
よっては、録再管理タスクに読出完了の通知がなされる
前にキャッシュタスクに対して連続的にキャッシュ読出
要求を発行する場合がある。例えばファイルタスクが、
キャッシュタスクに対するキャッシュ読出要求と、キャ
ッシュ読出要求にかかるキャッシュメモリ３からのデー
タ読出の対応を管理していることで、或るキャッシュ読
出要求に対するキャッシュタスクからの応答が未着の時
点で、さらに次のキャッシュ読出要求を発行できる。こ
のような連続的な複数のキャッシュ読出要求に対して
は、キャッシュタスクは順次手順Ｒ２１以降の処理を行
っていけばよいわけであるが、本例ではキャッシュタス
クが連続する複数回のキャッシュ読出要求の内容を判断
して効率的なディスク読出動作が実行できるようにして
いる。これについては後述する。

【０１１５】また、パーソナルコンピュータ１００の場
合でも、リード要求に関する動作アルゴリズムの設計に
よっては、リード要求を連続的に発行できるようにする
こともできる。或いは、例えばＵＳＢタスクがキャッシ
ュタスクに対してキャッシュ読出要求を発行した直後に
パーソナルコンピュータ１００に対してリード完了を通
知するような処理を実行すれば、パーソナルコンピュー
タ１００が図１４の手順Ｒ１３での読出完了通知を待た
ないで次のリード要求を発行することも可能となる。即
ち、キャッシュタスクから見れば、連続した複数回のキ
ャッシュ読出要求を受け取る場合もあり得るのである
が、後述するように、このときにドライブタスクに対す
るディスク読出要求を、複数のキャッシュ読出要求に対
応させることで、効率的なディスク読出が可能となる。

【０１１６】次に図１５でディスクリード時の動作とし
て、キャッシュヒットした場合の動作を説明する。手順
Ｒ１で、録再管理タスク（又はＰＣ）がリード要求を発
生させ、手順Ｒ１１でファイルタスク（又はＵＳＢタス
ク）がキャッシュタスクに対してキャッシュ読出要求を
行うことは図１４の場合と同様である。キャッシュタス
クは、手順Ｒ２１において、アドレス（adrs）に基づい
て上述した式「Ｃｉｄ＝ (Ｎ× cnt) ＋ remainer(adrs
÷ Ｎ)」によりキャッシュアドレスＣｉｄを算出し、
そのキャッシュアドレスＣｉｄを起点として、上述した
Ｎ×Ｍのマトリクス設定されたキャッシュ領域における
余り値が同一の行での検索を行う。ここで、キャッシュ
検索結果として、要求されたアドレス（adrs）のデータ
がキャッシュメモリ３内に存在したとすると、キャッシ
ュタスクは手順Ｒ２３で、上記手順Ｒ１１でのキャッシ
ュ読出要求に対応したレスポンスとして、読出を行うべ
きキャッシュアドレスＣｉｄを通知する。即ち過去の或
る時点においてドライブタスクによって読出データ（Rd
ata）が書き込まれたキャッシュアドレスＣｉｄを通知
するものとなる。

【０１１７】これに応じてファイルタスク（又はＵＳＢ
タスク）は、手順Ｒ１２として、指定されたキャッシュ
アドレスＣｉｄから読出データ（Rdata）を読み出し、
入出力処理部５又はパーソナルコンピュータ１００側に
転送していく。そしてキャッシュ読出及び転送が完了し
たら、手順Ｒ１３として、録再管理タスク（又はＰＣ）
に対して読出完了を通知する。

【０１１８】このように、リード要求にかかる読出デー
タ（Rdata）が、既にキャッシュメモリ３内に格納され
ている場合は、ストレージ部２における読出動作を必要
とせずに、入出力処理部５又はパーソナルコンピュータ
１００側に要求された読出データ（Rdata）を供給する
ことが可能となり、上述したキャッシュヒットしなかっ
た場合に比べて、応答性は非常によいものとなる。

【０１１９】５．キャッシュ検索処理 上記のようにキャッシュタスクが実行するキャッシュ検
索処理について説明する。即ち要求されたデータがキャ
ッシュメモリ３内に存在するか否かを判別する処理であ
る。

【０１２０】上述したようにキャッシュ領域をＮ×Ｍの
マトリクス管理する本例の場合、キャッシュ領域におい
てデータが記録されるセル（キャッシュアドレスＣｉ
ｄ）は、ディスク９０上でのアドレス（adrs）が指定さ
れた際に「Ｃｉｄ＝ (Ｎ× cnt) ＋ remainer(adrs ÷
Ｎ)」の演算で求められる。ここで、ポインタｃｎｔの
値は、データをキャッシュメモリ３に書き込む時点での
カウント値であり、検索時の値とは必ずしも一致せず、
検索時に(Ｎ× cnt)の値は特定できないが、或るアドレ
ス（adrs）のデータを記憶するキャッシュアドレスＣｉ
ｄは、remainer(adrs ÷ Ｎ)としての余り値を求める項
で規定されることになる。

【０１２１】例えば上記図７に示したように、Ｎ＝８と
すると、Ｎ×Ｍのマトリクスにおいては、余り値０の行
〜余り値７の行が存在する。従って、或るアドレス（ad
rs）のデータが要求された際には、そのアドレス（adr
s）を用いたremainer(adrs ÷ Ｎ)の演算で得られる余
り値の行を検索すればよいものとなる。

【０１２２】具体例で説明する。例えばキャッシュメモ
リ３には上記図１０のようにデータが記憶されている場
合を考える。この時点でポインタｃｎｔ＝４であるとす
る。ここで、アドレス（adrs）＝「２５」のデータが要
求されたとする。キャッシュタスクは、このとき、Ｃｉ
ｄ＝ (Ｎ× cnt) ＋ remainer(adrs ÷Ｎ)の演算を行う
ことで、図１６に示すキャッシュアドレスＣｉｄ＝３３
を得ることになる。ここで、remainer(adrs ÷ Ｎ)＝２
であり、Ｃｉｄ＝３３は、余り値「２」の行のキャッシ
ュアドレスである。キャッシュタスクは、Ｃｉｄ＝３３
を起点として、図１６に太枠で示した余り値２の行の各
キャッシュアドレスＣｉｄを検索していけばよい。

【０１２３】この場合、Ｃｉｄ＝３３にはデータが格納
されていない。次にＣｉｄ＝２５もデータが格納されて
いない。次にＣｉｄ＝１７もデータが格納されていな
い。Ｃｉｄ＝９にはadrs＝３３のデータが格納されてい
る。そしてＣｉｄ＝１を確認した時点でadrs＝２５のデ
ータを発見し、キャッシュヒットと判断できる。

【０１２４】なお、Ｃｉｄ＝１も該当しなかった場合
は、次に検索対象を最終ブロック（Ｍ−１）Ｎの余り値
２のキャッシュアドレス（Ｃｉｄ＝８（Ｍ−１）＋１）
に進めていく。最終的に余り値２のキャッシュアドレス
の全てを検索しても該当データが存在しなかった場合は
キャッシュヒットしなかったと判断することになる。

【０１２５】この具体例からわかるように、キャッシュ
検索処理は、その対象となるキャッシュアドレスＣｉｄ
（セル）は、全てのセルの１／Ｎの数とすることができ
る。即ち、通常、キャッシュ検索の場合にキャッシュ領
域の全てのキャッシュアドレスＣｉｄについて、要求さ
れたデータの有無を確認しなければならないが、その処
理を１／Ｎとすることができ、キャッシュ検索処理を著
しく迅速化できるものとなる。これによりデータ要求時
の応答性の向上を実現できる。なお、実際の検索はキャ
ッシュ管理データに対して行われる。即ち上記例の場
合、Ｃｉｄ＝３３、２５、１７・・・についての各キャ
ッシュ管理データのＦＡＴクラスタ番号を確認して行く
処理となる。

【０１２６】キャッシュタスクにおいて、このような検
索処理を実現するフローチャートを図１７に示す。ステ
ップＦ１０１では、要求されたアドレス（adrs）に基づ
いてＣｉｄ＝ (Ｎ× cnt) ＋ remainer(adrs ÷ Ｎ)の
演算を行ってキャッシュアドレスＣｉｄを得る。上記例
の場合、この処理でキャッシュアドレスＣｉｄ＝３３を
得ることになる。そしてステップＦ１０２を介してＦ１
０３に進み、当該キャッシュアドレスＣｉｄ（Ｃｉｄ＝
３３）についてのキャッシュ管理データを参照して、要
求されたデータ（上記例の場合adrs＝２５）が記憶され
ているか否かを確認する。要求データが存在しなければ
ステップＦ１０４に進んで、検索すべきキャッシュアド
レスＣｉｄの値を、Ｃｉｄ−Ｎとする。上記例の場合、
新たなキャッシュアドレスＣｉｄは、３３−８＝２５に
より、Ｃｉｄ＝２５となり、ステップＦ１０２→Ｆ１０
３と進んで、当該キャッシュアドレスＣｉｄ（Ｃｉｄ＝
２５）についてのキャッシュ管理データを参照して、要
求されたデータ（上記例の場合adrs＝２５）が記憶され
ているか否かを確認する。このループにより、例えばad
rs＝２５のデータが要求された場合は、余り値「１」の
行の各セルが順次前方に検索されていくことになる。な
おステップＦ１０４では、キャッシュアドレスＣｉｄが
最初のブロック（０Ｎ）の値となったら、最後のブロッ
クの同じ余り値の行のキャッシュアドレスの値とする。

【０１２７】ステップＦ１０３で要求データが発見され
た場合は、ステップＦ１０５に進み、キャッシュヒット
としてそのキャッシュアドレスＣｉｄを通知することに
なる。即ち図１５の手順Ｒ２３として、キャッシュアド
レスＣｉｄをファイルタスク（又はＵＳＢタスク）に通
知する。

【０１２８】一方、ステップＦ１０３で要求データが発
見されないまま検索が続けられ、当該余り値の行を一周
した場合は、ステップＦ１０２からＦ１０６に進み、キ
ャッシュヒットしなかったとする。この場合図１４に示
した処理が行われることになる。

【０１２９】ところで、このようなキャッシュ検索処理
によりからわかるように、Ｎ×Ｍのマトリクス状に扱っ
てキャッシュ制御を行う場合において、Ｎの値が大きい
ほど、キャッシュ検索処理は効率化できる。一方、図８
〜図１０で説明したキャッシュ書込動作からわかるよう
に、本例のキャッシュ制御方式でキャッシュアドレスＣ
ｉｄが決定されると、Ｎの値が大きいほど、無効セルが
多く残される可能性が高くなる。つまり本例のキャッシ
ュ制御方式では、検索速度とメモリ利用効率（断片化抑
制率）がトレードオフの関係になっている。

【０１３０】例えば図１８に模式的に示すが、図１８
（ａ）をＮ＝８とした場合のマトリクスであるとした場
合に、図１８（ｂ）に示すようにＮ値を８より小さくし
た場合は、メモリ利用効率は向上できる。即ち平均的に
見て、書込時に空き状態で残されるセルが比較的少なく
なる。その一方で、横方向のセル数、即ちブロック数Ｍ
ｂが多くなり、同一の余り値となるアドレスの数が多く
なるため、検索時により多数のキャッシュアドレスＣｉ
ｄの検索が必要となり、検索速度は低下する。一方、図
１８（ｃ）に示すようにＮ値を８より大きくした場合
は、横方向のセル数、即ちブロック数Ｍｂが少なくな
り、同一の余り値となるアドレスの数が少なくなるた
め、検索時に検索するキャッシュアドレスＣｉｄの数が
減少され、検索速度は向上する。一方、平均的に見て、
書込時に空き状態で残されるセルが多くなり、メモリ利
用効率が低下してしまう。

【０１３１】このような事情から、本例のキャッシュ制
御方式においてＮ値の設定は、その機器の使用態様、記
録媒体、扱うデータの種別などに応じて適切な値に設定
されるとよい。また、例えば使用状態やユーザー設定に
応じて、Ｎ値の設定が変化されるようにしてもよい。ま
た、動作状況に応じてＮ値が自動的に最適化制御される
ようにすれば、最も好ましいキャッシュ制御を実行でき
るものとなる。

【０１３２】６．ディスクに対する読出制御 本例ではキャッシュメモリ３については上述してきたよ
うにキャッシュアドレスＣｉｄの設定や検索が行われる
が、これ自体でＡＶデータ、ＰＣデータの両方に対応す
るキャッシュ制御方式として好適なものとなる。即ち、
ネットワークやパーソナルコンピュータからＡＶデータ
をダウンロードしたり、ＡＶ機器としてＡＶデータを記
録再生する場合において、データの連続性を確保したバ
ッファリングを行うことができ、高速性能を実現でき
る。また、ディスク上のアドレスをＮ（所定値）で除し
たときの余りに対応する位置によりキャッシュメモリ検
索を行うことができるため効率的で迅速な検索が実現さ
れる。従ってＰＣデータの読み書きの場合の高速応答性
も確保できる。さらにハッシュアルゴリズムのような複
雑な演算を必要としないことからキャッシュ上のアドレ
ス割当の簡易性も実現でき、処理負担の軽減、ひいては
機器の低コスト化も促進できる。また、連続なアドレス
のデータに対して，キャッシュメモリ上でも連続性が確
保されるため、ディスクへの記録再生効率も向上でき、
アクセス回数が減ることで省電効果も見込まれる。

【０１３３】そして本例では、このような効果に加え
て、さらにディスク９０に対する読出の動作制御を工夫
することで、ストレージ部２での効率的な動作を実現す
る。即ち、ファイルタスク（又はＵＳＢタスク）からキ
ャッシュタスクに対して複数回にわたるキャッシュ読出
要求が連続して発行された場合に、キャッシュタスク
は、その各要求にかかるデータについての、ディスク９
０上のアドレスとしての離間状況を検出し、各データが
アドレス的に近いものである場合は、その各データ間の
不要データ（要求されていないデータ）を含めて連続し
たデータとして、継続的な１回のトレースでディスク９
０から読み出されるようにするものである。

【０１３４】図１４の説明の際に付言したように、例え
ばファイルタスクは、或るキャッシュ読出要求に対して
キャッシュタスクが応答する前に次のキャッシュ読出要
求を発行する場合がある。なお、パーソナルコンピュー
タからのリード要求についても、このような連続的なリ
ード要求は可能とできるが、ここでの説明上ではファイ
ルタスクがキャッシュ読出要求を連続的に発行するもの
として述べる。キャッシュタスクは、連続的にキャッシ
ュ読出要求が発行された場合に、その各キャッシュ読出
要求の対象となっている各データについてのディスク上
のアドレス（adrs）及びデータ長（length）から、各デ
ータのディスク９０上の離間状況を検出する。そして、
その検出結果に応じてドライブタスクに対するディスク
読出要求を発行するものである。

【０１３５】このような本例の動作を図１９で模式的に
説明する。今、ファイルタスクからのキャッシュ読出要
求として図１９（ａ）に示すようにＲＱ１、ＲＱ２・・
・・ＲＱ７が連続的に発行されたとする。なお各キャッ
シュ読出要求ＲＱ１、ＲＱ２・・・・ＲＱ７が発行され
る順序はどのような順序であってもかまわない。

【０１３６】図１９（ａ）はディスク９０上のアドレス
（adrs）として、各キャッシュ読出要求の対象となって
いるデータの位置を示している。例えばキャッシュ読出
要求ＲＱ１は、アドレス（adrs）＝Ａ１とデータ長（le
ngth）により、図示するようにディスク９０上でのアド
レス（adrs）＝Ａ１〜Ａ２に記録されているデータを要
求したものであったとして示している。アドレス（adr
s）の進行方向はスパイラル状のトラックの線方向に相
当する。即ち光学ヘッド１９によるトレース方向であ
る。

【０１３７】ここで、キャッシュ読出要求ＲＱ１、ＲＱ
２として求められたデータのディスク９０上の状況を見
てみると、これら要求された各データの間に、要求され
ていないデータ（不要データ）としてアドレス（adrs）
Ａ２〜Ａ３の部分が存在する。同様に、キャッシュ読出
要求ＲＱ２、ＲＱ３で要求された各データの間にはアド
レス（adrs）Ａ４〜Ａ５の部分が、また、キャッシュ読
出要求ＲＱ３、ＲＱ４で要求された各データの間にはア
ドレス（adrs）Ａ６〜Ａ７の部分が、それぞれ不要デー
タとして存在する。このとき、これら不要データの部分
の長さ、つまり、要求された２つのデータの離間距離
（アドレス差）ｄｓが、以下のように所定値ｄｓｔｈよ
り小さいものであったとする。 要求ＲＱ１、ＲＱ２にかかるデータの離間距離ｄｓ＝Ａ
３−Ａ２＜ｄｓｔｈ 要求ＲＱ２、ＲＱ３にかかるデータの離間距離ｄｓ＝Ａ
５−Ａ４＜ｄｓｔｈ 要求ＲＱ３、ＲＱ４にかかるデータの離間距離ｄｓ＝Ａ
７−Ａ６＜ｄｓｔｈ

【０１３８】一方、キャッシュ読出要求ＲＱ４、ＲＱ５
で要求された各データの間としての不要データ部分であ
るアドレス（adrs）Ａ８〜Ａ９の長さは比較的長く、要
求ＲＱ４、ＲＱ５にかかるデータの離間距離ｄｓ＝Ａ９
−Ａ８≧ｄｓｔｈであったとする。また、要求ＲＱ５、
ＲＱ６にかかるデータの離間距離ｄｓについても、ｄｓ
＝Ａ１１−Ａ１０≧ｄｓｔｈであったとする。

【０１３９】このような場合において、キャッシュタス
クは、離間距離ｄｓが所定値ｄｓｔｈより小さい部分
は、不要データに関わらずディスク９０からの読出を実
行するようにする。すなわちキャッシュタスクは図１９
（ｂ）に示すように、キャッシュ読出要求ＲＱ１〜ＲＱ
４を包含するディスク読出要求として、アドレスＡ１〜
Ａ８の範囲のディスク読出を、ドライブタスクに要求
し、ストレージ部２にディスク読出を実行させ、キャッ
シュメモリ３に書き込ませるようにする。つまり各要求
にかかるデータ間の不要データを含んで、ディスク９０
に対する光学ヘッド１９の１回の継続的なトレースによ
り当該範囲のディスク読出を実行させる。例えば図１９
において括弧内の数値としてクラスタサイズを示してい
るが、ディスク読出要求ＲＱ１，ＲＱ２，ＲＱ３，ＲＱ
４にかかるデータ長（length）がそれぞれ２クラスタ、
５クラスタ、３クラスタ、４クラスタであり、各間隙部
分の不要データが、それぞれ１クラスタの区間であった
とすると、ディスク読出要求は、これらをあわせた１７
クラスタのデータを要求するものとなる。つまりアドレ
ス（adrs）＝Ａ１、データ長（length）＝１７クラスタ
としてのディスク読出要求を発行する。

【０１４０】一方、キャッシュ読出要求ＲＱ５にかかる
データついては、他の要求（ＲＱ４，ＲＱ６）にかかる
データとの間の離間距離が所定値ｄｓｔｈ以上であるこ
とから、当該キャッシュ読出要求ＲＱ５に対しては独立
的に処理し、キャッシュタスクは図１９（ｂ）に示すよ
うに、ディスク読出要求として、アドレスＡ９〜Ａ１０
の範囲のディスク読出をドライブタスクに要求する。

【０１４１】キャッシュ読出要求ＲＱ６，ＲＱ７につい
ては、対象データの離間距離が所定値ｄｓｔｈ未満であ
るため、キャッシュタスクは、キャッシュ読出要求ＲＱ
６、ＲＱ７を包含するディスク読出要求として、アドレ
スＡ１１〜Ａ１４の範囲のディスク読出を、ドライブタ
スクに要求する。

【０１４２】つまり本例では、キャッシュタスクは、複
数のキャッシュ読出要求に応じてディスク９０から読み
出すべき複数のデータ間のディスクでの離間状況（アド
レス差）を検出する。そして、その検出結果に応じて、
アドレス差が所定値ｄｓｔｈ未満であれば、複数のキャ
ッシュ読出要求を連結して１つのディスク読出要求を発
行することで、読み出すべき複数のデータと該各データ
の間の不要データを含めてディスク９０からの読出が行
われるようにするものである。一方、アドレス差が所定
値ｄｓｔｈ以上であれば、キャッシュ読出要求の連結は
行わずに、通常どおり、キャッシュ読出要求に応じたデ
ィスク読出要求を発行する。

【０１４３】このような制御を実行するためのキャッシ
ュタスクの処理を図２０に示す。この図２０の処理は、
キャッシュ読出要求に対してキャッシュヒットしない場
合に図１４の手順Ｒ２２において実行する処理となる。
ステップＦ２０１として、或るキャッシュ読出要求に対
してキャッシュヒットされなかった場合、処理をステッ
プＦ２０２に進め、直後に次のキャッシュ読出要求が発
行されており、それもキャッシュヒットされなかったも
のであるか否かを判別する。なお、このステップＦ２０
２の判断のためには、多少の時間を待機したうえで、フ
ァイルタスクから連続的に複数のキャッシュ読出要求が
発行されている状況であるかを判断するようにしてもよ
い。

【０１４４】連続的な複数のキャッシュ読出要求でない
場合は、ステップＦ２０７に進み、当初のキャッシュ読
出要求に対応するディスク読出要求を発行する。この場
合連続する次の要求は発行しないため、処理を終えて待
機する（リターン）。つまり図１４で説明した通常の処
理となる。一方、連続的な次のキャッシュ読出要求があ
り、それがキャッシュヒットしないものであったとき
は、ステップＦ２０３で、当初のキャッシュ読出要求に
かかるデータと、続くキャッシュ読出要求にかかるデー
タについてのディスク９０上でのアドレス差ｄｓを判別
する。そして、ステップＦ２０４で、アドレス差ｄｓが
所定値ｄｓｔｈ未満であるか否かを判別する。

【０１４５】アドレス差ｄｓが所定値ｄｓｔｈ以上であ
った場合は、ステップＦ２０６に進んで、今回のディス
ク読出要求の後に、次のディスク読出要求として発行す
ることになるキャッシュ読出要求としてレジストしてお
く。そして、ステップＦ２０７で、今回のディスク読出
要求（当初のキャッシュ読出要求に対応するディスク読
出要求）を発行した後、次のディスク読出要求の実行が
レジストされていることからステップＦ２０８からＦ２
０２に進み、さらに次のキャッシュ読出要求が発行され
ているかを確認する。発行されていなければ、ステップ
Ｆ２０７で、ディスク読出要求を発行する。例えば図１
９のキャッシュ読出要求ＲＱ５に対応するディスク読出
要求は、このような処理で発行される。

【０１４６】上記ステップＦ２０４で、アドレス差ｄｓ
が所定値ｄｓｔｈ未満と判別された場合は、ステップＦ
２０５に進んで、要求連結処理を行う。つまり、当初の
キャッシュ読出要求と、次のキャッシュ読出要求を、１
つのキャッシュ読出要求として連結する。そしてステッ
プＦ２０２に戻り、さらに次のキャッシュ読出要求が発
行されているかを確認する。図１９のキャッシュ読出要
求ＲＱ１，ＲＱ２，ＲＱ３，ＲＱ４については、各キャ
ッシュ読出要求が順次ステップＦ２０５で連結されるこ
とになる。そして、他にキャッシュ読出要求が発生して
いないか、或いは他のキャッシュ読出要求が発生してい
ても、アドレス差が所定値ｄｓｔｈ以上となっていた場
合は、それら連結されたキャッシュ読出要求より以前の
キャッシュ読出要求に対応するディスク読出要求の発行
を終えた後の、或る時点でステップＦ２０７に進むこと
になり、その場合、連結されたキャッシュ読出要求に対
応するディスク読出要求が発行される。例えば図１９で
説明したようにキャッシュ読出要求ＲＱ１，ＲＱ２，Ｒ
Ｑ３，ＲＱ４に対応して、アドレス（adrs）＝Ａ１、デ
ータ長（length）＝１７クラスタとしてのディスク読出
要求が発行される。

【０１４７】キャッシュタスクがこのような処理でディ
スク読出要求を発行してくることに対して、ドライブタ
スクはディスク読出要求に応じたデータ読出動作が行わ
れるようにストレージ部２を制御する。つまりディスク
読出要求で示されたアドレス（adrs）の位置に光学ヘッ
ド１９をアクセスさせ、その地点からデータ長（lengt
h）で示される範囲の読出トレースを実行させる。従っ
て、上記のように連結処理されたキャッシュ読出要求に
対応するディスク読出要求が発行された場合は、不要デ
ータ部分を含んで継続的な読出トレースが行われる。

【０１４８】つまり本例の制御によれば、例えば図１９
（ａ）のようにディスク９０上の近傍のデータに対する
複数のキャッシュ読出要求に対して、ディスク読出動作
は１回のトレースでまとめて読出が行われるため、各キ
ャッシュ読出要求に個別に対応してディスクアクセス及
び読出トレースを行うことに比べて、非常にディスク読
出動作が効率化されることになる。特にディスク読出動
作においては、読出動作全体に要する時間の内でアクセ
スに要する時間は大きなものであり、多少の不要データ
部分を読み込んだとしてもアクセス回数が減少されるこ
とは、全体としての読出動作の著しい高速化を実現でき
るものである。またアクセス回数の減少、及び読出の効
率化によりストレージ部２での消費電力の削減効果も得
られる。

【０１４９】なお従って、所定値ｄｓｔｈについては、
アクセス時間と不要データの読込時間を勘案して設定さ
れればよいものである。つまり、不要データ部分を読み
込んでも、なおアクセスを実行するよりは時短化が実現
される境界的な時間に相当するアドレス差として所定値
ｄｓｔｈが決められればよい。

【０１５０】また、不要データ部分が読み出されてキャ
ッシュメモリ３に書き込まれることになるが、これは必
ずしも無駄な動作とはならない。即ち、この場合読み出
される不要データ部分は、要求された複数のデータの近
傍のデータである。これは不要データ部分は、後にキャ
ッシュ読出要求の対象データとなる可能性が高い。そし
て、そのようなキャッシュ読出要求が後に発行された場
合、既に対象のデータはキャッシュメモリ３に記憶され
ているため、図１５で説明したキャッシュヒットにより
処理できる。つまりキャッシュ応答性の向上効果も得ら
れるものである。

【０１５１】以上、記録再生装置１及びパーソナルコン
ピュータ１００等による構成によって、本発明の記憶装
置、再生装置、情報記憶システム、記憶方法としての実
施の形態を説明してきたが、本発明の記憶装置、再生装
置、情報記憶システム、記憶方法の具体的な処理手順等
は上記例に限定されず、各種の変形例が考えられる。

【０１５２】また本発明のプログラムは、記憶装置、再
生装置、情報記憶システムにおいて上記してきた記憶方
法の動作を実行させるためのプログラムであり、該プロ
グラムにより本発明の記憶装置、再生装置、情報記憶シ
ステムを実現できるものである。さらに、そのような本
発明のプログラムが記録された本発明の記録媒体によれ
ば、本発明を実現するプログラムの提供が容易となり、
装置設計やシステム構築に好適である。該プログラムを
記録する記録媒体は、ＣＤ方式、ＤＶＤ方式、ＭＤ方式
の光ディスク、光磁気ディスクや、フレキシブルディス
クのような磁気ディスク、さらにはＨＤＤ（ハードディ
スクドライブ）や、固体メモリを用いたメモリカードな
どにより実現できる。

【０１５３】

【発明の効果】以上の説明から理解されるように本発明
によれば、キャッシュメモリ側に対しての複数回の読出
要求に対応して、記録媒体（ディスク）から読み出され
る情報を一時記憶手段（キャッシュメモリ）に一時記憶
させる際に、その複数の要求に応じて記録媒体から読み
出すべき複数の情報についての記録媒体上での離間状況
を検出する。例えばディスク上でのアドレス差が所定値
以下であるか否かを検出する。そして複数の情報の離間
が物理的に小さいときには、その離間部分の不要データ
を含めた１回の連続的な読出トレースにより、ディスク
からの読出を行うようにする。つまり必要とされる複数
の情報の読出が、ディスク記録媒体のトラックに対する
読出トレースがトラックアクセスにより中断されること
のない動作として実行できるようにしている。従って、
ディスク等の記録媒体に対して効率的な読出動作が実現
できるという効果がある。またそれによってディスク上
でのトラックアクセス回数も減るため、同時間の短縮及
び省電効果が得られる。さらに、不要データは、要求さ
れた必要なデータの近傍のデータであるため、後にその
不要データの要求が発生することも見込まれる。その場
合は既にキャッシュメモリに記憶済であるためキャッシ
ュヒットで対応できることになり、要求に対する応答性
も向上する。これらのことから情報ストレージシステム
としての性能を向上できる。

【０１５４】また本発明のプログラム、又はそのプログ
ラムを記録した記録媒体によれば、上記の効果を実現す
るキャッシュ制御を行う記憶装置、情報記憶システム、
記録及び／又は再生装置を容易に実現することができ
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施の形態の記録再生装置のブロック
図である。

【図２】実施の形態のディスクのフォーマットの説明図
である。

【図３】実施の形態のディスクのエリア構造の説明図で
ある。

【図４】実施の形態のディスクの管理構造の説明図であ
る。

【図５】実施の形態の記録再生装置のストレージ部のブ
ロック図である。

【図６】実施の形態のキャッシュ制御方式の説明図であ
る。

【図７】実施の形態のキャッシュＩＤの説明図である。

【図８】実施の形態のキャッシュへのデータ書込動作の
説明図である。

【図９】実施の形態のキャッシュへのデータ書込動作の
説明図である。

【図１０】実施の形態のキャッシュへのデータ書込動作
の説明図である。

【図１１】実施の形態のキャッシュへのデータ書込動作
の説明図である。

【図１２】実施の形態のキャッシュ管理データの説明図
である。

【図１３】実施の形態のディスクライト時の動作の説明
図である。

【図１４】実施の形態のディスクリード時の動作の説明
図である。

【図１５】実施の形態のディスクリード時のキャッシュ
ヒットの場合の動作の説明図である。

【図１６】実施の形態のキャッシュ検索処理の説明図で
ある。

【図１７】実施の形態のキャッシュ検索処理のフローチ
ャートである。

【図１８】実施の形態のキャッシュ制御の分割単位の説
明図である。

【図１９】実施の形態のディスクに対するデータ読出動
作の説明図である。

【図２０】実施の形態のキャッシュタスクのディスク読
出要求処理のフローチャートである。

【符号の説明】

１ 記録再生装置、２ ストレージ部、３ キャッシュ
メモリ、４ ＵＳＢインターフェース、５ 入出力処理
部、６ 表示部、７ 操作部、８ システムコントロー
ラ、９ ＲＯＭ、１０ ＲＡＭ、１１ キャッシュ管理
メモリ、１２ＮＶ−ＲＡＭ、１００ パーソナルコンピ
ュータ／ネットワーク

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 高井 基行 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内 Ｆターム(参考） 5B082 FA12 JA12 5D044 AB01 BC04 BC06 CC06 DE33 DE37 DE91 EF03 FG10 FG19 HH07

Claims (18)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 記録媒体から読み出される情報を一時記
   憶する一時記憶手段と、 上記記録媒体に対する情報の読出動作の実行を制御する
   読出制御手段と、 複数の要求に応じて上記記録媒体から読み出すべき複数
   の情報についての上記記録媒体上での離間状況を検出す
   る検出手段と、 上記検出手段の検出結果に応じて、上記読み出すべき複
   数の情報と該各情報の間の不要情報を含めて、上記読出
   制御手段に対し、上記記録媒体からの情報読出及び上記
   一時記憶手段への一時記憶を指示する一時記憶制御手段
   と、 を備えることを特徴とする記憶装置。
2. 【請求項２】 上記一時記憶制御手段は、上記読み出す
   べき複数の情報の離間状況として、上記記録媒体上のア
   ドレス差が所定値以下であることが上記検出手段に検出
   されたとき、上記読み出すべき複数の情報と該各情報の
   間の不要情報を含めて、上記読出制御手段に対し、上記
   記録媒体からの情報読出及び上記一時記憶手段への一時
   記憶を指示することを特徴とする請求項１に記載の記憶
   装置。
3. 【請求項３】 上記記録媒体はディスク記録媒体であ
   り、 上記読出制御手段は、上記一時記憶制御手段からの上記
   複数の情報と上記不要情報を含む読出指示に対応して、
   上記ディスク記録媒体のトラックに対する読出トレース
   がトラックアクセスにより中断されることのない読出動
   作として実行されるように制御することを特徴とする請
   求項１に記載の記憶装置。
4. 【請求項４】 記録媒体に対して情報の読出を行う読出
   手段と、 上記読出手段によって上記記録媒体から読み出される情
   報を一時記憶する一時記憶手段と、 上記読出手段による上記記録媒体に対する情報の読出動
   作の実行を制御する読出制御手段と、 複数の要求に応じて上記記録媒体から読み出すべき複数
   の情報についての上記記録媒体上での離間状況を検出す
   る検出手段と、 上記検出手段の検出結果に応じて、上記読み出すべき複
   数の情報と該各情報の間の不要情報を含めて、上記読出
   制御手段に対し、上記記録媒体からの情報読出及び上記
   一時記憶手段への一時記憶を指示する一時記憶制御手段
   と、 を備えることを特徴とする再生装置。
5. 【請求項５】 上記一時記憶制御手段は、上記読み出す
   べき複数の情報の離間状況として、上記記録媒体上のア
   ドレス差が所定値以下であることが上記検出手段に検出
   されたとき、上記読み出すべき複数の情報と該各情報の
   間の不要情報を含めて、上記読出制御手段に対し、上記
   記録媒体からの情報読出及び上記一時記憶手段への一時
   記憶を指示することを特徴とする請求項４に記載の再生
   装置。
6. 【請求項６】 上記記録媒体はディスク記録媒体であ
   り、 上記読出制御手段は、上記一時記憶制御手段からの上記
   複数の情報と上記不要情報を含む読出指示に対応して、
   上記ディスク記録媒体のトラックに対する読出トレース
   がトラックアクセスにより中断されることのない読出動
   作として実行されるように制御することを特徴とする請
   求項４に記載の再生装置。
7. 【請求項７】 記録媒体から読み出される情報を一時記
   憶する一時記憶手段と、 上記記録媒体に対する情報の読出動作の実行を制御する
   読出制御手段と、 複数の要求に応じて上記記録媒体から読み出すべき複数
   の情報についての上記記録媒体上での離間状況を検出す
   る検出手段と、 上記検出手段の検出結果に応じて、上記読み出すべき複
   数の情報と該各情報の間の不要情報を含めて、上記読出
   制御手段に対し、上記記録媒体からの情報読出及び上記
   一時記憶手段への一時記憶を指示する一時記憶制御手段
   と、 上記記録媒体に対する情報の読出のために、上記記録媒
   体に対するアクセス位置を示すアドレスを、上記一時記
   憶制御手段に通知する読出要求手段と、 を備えることを特徴とする情報記憶システム。
8. 【請求項８】 上記一時記憶制御手段は、上記読み出す
   べき複数の情報の離間状況として、上記記録媒体上のア
   ドレス差が所定値以下であることが上記検出手段に検出
   されたとき、上記読み出すべき複数の情報と該各情報の
   間の不要情報を含めて、上記読出制御手段に対し、上記
   記録媒体からの情報読出及び上記一時記憶手段への一時
   記憶を指示することを特徴とする請求項７に記載の情報
   記憶システム。
9. 【請求項９】 上記記録媒体はディスク記録媒体であ
   り、 上記読出制御手段は、上記一時記憶制御手段からの上記
   複数の情報と上記不要情報を含む読出指示に対応して、
   上記ディスク記録媒体のトラックに対する読出トレース
   がトラックアクセスにより中断されることのない読出動
   作として実行されるように制御することを特徴とする請
   求項７に記載の情報記憶システム。
10. 【請求項１０】 記録媒体から情報を読み出して一時記
    憶手段に一時記憶する際に、複数の要求に応じて上記記
    録媒体から読み出すべき複数の情報についての上記記録
    媒体上での離間状況を検出し、その検出結果に応じて、
    上記読み出すべき複数の情報と該各情報の間の不要情報
    を含めて、上記記録媒体からの情報読出及び上記一時記
    憶手段への一時記憶を行うことを特徴とする記憶方法。
11. 【請求項１１】 上記読み出すべき複数の情報の離間状
    況として、上記記録媒体上のアドレス差が所定値以下で
    あることが検出されたとき、上記読み出すべき複数の情
    報と該各情報の間の不要情報を含めて、上記記録媒体か
    らの情報読出及び上記一時記憶手段への一時記憶を行う
    ことを特徴とする請求項１０に記載の記憶方法。
12. 【請求項１２】 上記記録媒体はディスク記録媒体であ
    り、 上記複数の情報と上記不要情報を含む読出の際には、上
    記ディスク記録媒体のトラックに対する読出トレースが
    トラックアクセスにより中断されることのない読出動作
    として実行されるようにすることを特徴とする請求項１
    ０に記載の記憶方法。
13. 【請求項１３】 記録媒体から情報を読み出して一時記
    憶手段に一時記憶する際に、複数の要求に応じて上記記
    録媒体から読み出すべき複数の情報についての上記記録
    媒体上での離間状況を検出し、その検出結果に応じて、
    上記読み出すべき複数の情報と該各情報の間の不要情報
    を含めて、上記記録媒体からの情報読出及び上記一時記
    憶手段への一時記憶を実行させるようにするプログラ
    ム。
14. 【請求項１４】 上記読み出すべき複数の情報の離間状
    況として、上記記録媒体上のアドレス差が所定値以下で
    あることが検出されたとき、上記読み出すべき複数の情
    報と該各情報の間の不要情報を含めて、上記記録媒体か
    らの情報読出及び上記一時記憶手段への一時記憶を実行
    させるようにする請求項１３に記載のプログラム。
15. 【請求項１５】 上記記録媒体はディスク記録媒体であ
    り、 上記複数の情報と上記不要情報を含む読出の際には、上
    記ディスク記録媒体のトラックに対する読出トレースが
    トラックアクセスにより中断されることのない読出動作
    として実行されるようにする請求項１３に記載のプログ
    ラム。
16. 【請求項１６】 記録媒体から情報を読み出して一時記
    憶手段に一時記憶する際に、複数の要求に応じて上記記
    録媒体から読み出すべき複数の情報についての上記記録
    媒体上での離間状況を検出し、その検出結果に応じて、
    上記読み出すべき複数の情報と該各情報の間の不要情報
    を含めて、上記記録媒体からの情報読出及び上記一時記
    憶手段への一時記憶を実行させるプログラムを記録した
    記録媒体。
17. 【請求項１７】 上記プログラムは、上記読み出すべき
    複数の情報の離間状況として、上記記録媒体上のアドレ
    ス差が所定値以下であることが検出されたとき、上記読
    み出すべき複数の情報と該各情報の間の不要情報を含め
    て、上記記録媒体からの情報読出及び上記一時記憶手段
    への一時記憶を実行させるようにするものであることを
    特徴とする請求項１６に記載の記録媒体。
18. 【請求項１８】 上記記録媒体はディスク記録媒体であ
    り、 上記プログラムは、上記複数の情報と上記不要情報を含
    む読出の際には、上記ディスク記録媒体のトラックに対
    する読出トレースがトラックアクセスにより中断される
    ことのない読出動作として実行されるようにするもので
    あることを特徴とする請求項１６に記載の記録媒体。