JP2919376B2 - 読出し専用記憶媒体の読出し方法 - Google Patents
読出し専用記憶媒体の読出し方法Info
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- Indexing, Searching, Synchronizing, And The Amount Of Synchronization Travel Of Record Carriers (AREA)
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は読出し専用記憶媒体
の読出し方法に関し、特にＣＤ−ＲＯＭ等の読出し専用
記憶媒体の読出し用のドライブ装置における読出し専用
記憶媒体の読出し方法に関する。
の読出し方法に関し、特にＣＤ−ＲＯＭ等の読出し専用
記憶媒体の読出し用のドライブ装置における読出し専用
記憶媒体の読出し方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】コンパクトディスク（ＣＤ）やＣＤ−Ｒ
ＯＭ等の読出し専用記憶媒体は、その大容量で取扱いの
容易性からオーディオ・ビジュアル（ＡＶ）やコンピュ
ータの情報記録媒体として普及しつつある。
ＯＭ等の読出し専用記憶媒体は、その大容量で取扱いの
容易性からオーディオ・ビジュアル（ＡＶ）やコンピュ
ータの情報記録媒体として普及しつつある。
【０００３】ＣＤ及びＣＤ−ＲＯＭ（以下ＣＤ−ＲＯ
Ｍ）の規格である日本工業規格ＪＩＳＳ８６０５で規定
しているように、ＣＤ−ＲＯＭの記録方式は、ディスク
上に長短のピットから成るピット情報を連続したくぼみ
（溝）から成る螺旋状のトラックに内周部より外周部に
向って記録する。
Ｍ）の規格である日本工業規格ＪＩＳＳ８６０５で規定
しているように、ＣＤ−ＲＯＭの記録方式は、ディスク
上に長短のピットから成るピット情報を連続したくぼみ
（溝）から成る螺旋状のトラックに内周部より外周部に
向って記録する。
【０００４】例えば特開平４−８９６７１号公報（文献
１）記載の一般的なＣＤ−ＲＯＭの読出し用のＣＤ−Ｒ
ＯＭドライブ装置の全体構成をブロックで示す図３を参
照すると、このＣＤ−ＲＯＭドライブ装置は、ＣＤ−Ｒ
ＯＭ１と、ＣＤ−ＲＯＭ１を回転駆動するディスクモー
タ２と、ディスクモータ２の回転速度を制御するディス
クモータ制御部３と、レーザビームによりＣＤ−ＲＯＭ
１からピット情報を読取るピックアップ４と、ピックア
ップ４のフォーカス，トラッキングの制御及び移動制御
を行うピックアップ制御部５と、読取りピット情報から
オーディオデータ及びサブコードを復号するオーディオ
信号処理部６と、オーディオデータからＣＤ−ＲＯＭデ
ータの復号処理を行うＣＤ−ＲＯＭ信号処理部７と、ホ
ストコンピュータ１１とのインターフェース処理を行う
ホストコンピュータインターフェース８と、ＣＤ−ＲＯ
Ｍドライブ装置の全体の制御を行うシステムコントロー
ラ９と、メモリ１０と、ホストコンピュータ１１とを備
える。
１）記載の一般的なＣＤ−ＲＯＭの読出し用のＣＤ−Ｒ
ＯＭドライブ装置の全体構成をブロックで示す図３を参
照すると、このＣＤ−ＲＯＭドライブ装置は、ＣＤ−Ｒ
ＯＭ１と、ＣＤ−ＲＯＭ１を回転駆動するディスクモー
タ２と、ディスクモータ２の回転速度を制御するディス
クモータ制御部３と、レーザビームによりＣＤ−ＲＯＭ
１からピット情報を読取るピックアップ４と、ピックア
ップ４のフォーカス，トラッキングの制御及び移動制御
を行うピックアップ制御部５と、読取りピット情報から
オーディオデータ及びサブコードを復号するオーディオ
信号処理部６と、オーディオデータからＣＤ−ＲＯＭデ
ータの復号処理を行うＣＤ−ＲＯＭ信号処理部７と、ホ
ストコンピュータ１１とのインターフェース処理を行う
ホストコンピュータインターフェース８と、ＣＤ−ＲＯ
Ｍドライブ装置の全体の制御を行うシステムコントロー
ラ９と、メモリ１０と、ホストコンピュータ１１とを備
える。
【０００５】次に、図３を参照して、ＣＤ−ＲＯＭドラ
イブ装置の動作について説明すると、ディスクモータ制
御部３は、ＣＤ−ＲＯＭ１が一定線速度で回転するよう
にディスクモータ２を制御する。ピックアップ制御部５
は、ピックアップ４のフォーカスとトラッキングの制御
及びピックアップの移動制御を行い、ピックアップ４に
よりＣＤ−ＲＯＭ１に記録されたピット情報ＰＤを読出
す。オーディオ信号処理部６は、ピット情報ＰＤからオ
ーディオデータＡ及びサブコードＳを復号し、またピッ
ト情報ＰＤに含まれるクロック信号ＣＫを抽出しディス
クモータ制御部３に回転制御用のフィードバック信号と
して供給する。
イブ装置の動作について説明すると、ディスクモータ制
御部３は、ＣＤ−ＲＯＭ１が一定線速度で回転するよう
にディスクモータ２を制御する。ピックアップ制御部５
は、ピックアップ４のフォーカスとトラッキングの制御
及びピックアップの移動制御を行い、ピックアップ４に
よりＣＤ−ＲＯＭ１に記録されたピット情報ＰＤを読出
す。オーディオ信号処理部６は、ピット情報ＰＤからオ
ーディオデータＡ及びサブコードＳを復号し、またピッ
ト情報ＰＤに含まれるクロック信号ＣＫを抽出しディス
クモータ制御部３に回転制御用のフィードバック信号と
して供給する。
【０００６】ＣＤ−ＲＯＭ信号処理部７は、オーディオ
データＡからＣＤ−ＲＯＭデータの復号及びその復号さ
れたＣＤ−ＲＯＭデータＲＤに割り当てられたアドレス
である読取りブロックアドレスの復号を行い、ＣＤ−Ｒ
ＯＭデータＲＤをメモリ１０に記憶する。以下、上記の
ピックアップ４によるピット情報ＰＤの読出しからオー
ディオ信号処理部６オーディオ信号処理部６，ＣＤ−Ｒ
ＯＭ信号処理部７によりＣＤ−ＲＯＭデータＲＤ，取り
ブロックアドレスを出力する一連の動作・処理をデータ
読出し処理と呼ぶ。
データＡからＣＤ−ＲＯＭデータの復号及びその復号さ
れたＣＤ−ＲＯＭデータＲＤに割り当てられたアドレス
である読取りブロックアドレスの復号を行い、ＣＤ−Ｒ
ＯＭデータＲＤをメモリ１０に記憶する。以下、上記の
ピックアップ４によるピット情報ＰＤの読出しからオー
ディオ信号処理部６オーディオ信号処理部６，ＣＤ−Ｒ
ＯＭ信号処理部７によりＣＤ−ＲＯＭデータＲＤ，取り
ブロックアドレスを出力する一連の動作・処理をデータ
読出し処理と呼ぶ。
【０００７】ホストコンピュータインターフェース８
は、このＣＤ−ＲＯＭドライブ装置によりＣＤ−ＲＯＭ
１の記憶データを取得するホストコンピュータ１１との
インターフェース処理を行う。すなわち、ホストコンピ
ュータ１１から与えられたＣＤ−ＲＯＭ１の記録データ
を読取るための命令であるリードコマンドＲＣをシステ
ムコントローラ９に供給し、ＣＤ−ＲＯＭ信号処理部８
により復号されたＣＤ−ＲＯＭデータＲＤをホストコン
ピュータ１１に転送する。システムコントローラ９は、
ピックアップ４をリードコマンドＲＣが指定した読取り
開始ブロックアドレスの近くまでピックアップ制御部５
により移動させる動作を行う。続いてデータ読出し処理
を行い、読取り開始ブロックアドレスを比較することに
より上記読取り開始ブロックアドレスの指定ブロックを
検出し、そのブロックのＣＤ−ＲＯＭデータＲＤのホス
トコンピュータ１１への転送を開始する。以下データ読
出し処理を継続し上記読取り命令で指定された読取りブ
ロック数だけ、１ブロック単位でＣＤ−ＲＯＭデータを
ホストコンピュータ１１へ転送する。以下、上記のピッ
クアップ４の移動とデータ読出し処理により指定ブロッ
クアドレスのブロックを検出する一連の動作・処理をシ
ーク動作と呼ぶ。
は、このＣＤ−ＲＯＭドライブ装置によりＣＤ−ＲＯＭ
１の記憶データを取得するホストコンピュータ１１との
インターフェース処理を行う。すなわち、ホストコンピ
ュータ１１から与えられたＣＤ−ＲＯＭ１の記録データ
を読取るための命令であるリードコマンドＲＣをシステ
ムコントローラ９に供給し、ＣＤ−ＲＯＭ信号処理部８
により復号されたＣＤ−ＲＯＭデータＲＤをホストコン
ピュータ１１に転送する。システムコントローラ９は、
ピックアップ４をリードコマンドＲＣが指定した読取り
開始ブロックアドレスの近くまでピックアップ制御部５
により移動させる動作を行う。続いてデータ読出し処理
を行い、読取り開始ブロックアドレスを比較することに
より上記読取り開始ブロックアドレスの指定ブロックを
検出し、そのブロックのＣＤ−ＲＯＭデータＲＤのホス
トコンピュータ１１への転送を開始する。以下データ読
出し処理を継続し上記読取り命令で指定された読取りブ
ロック数だけ、１ブロック単位でＣＤ−ＲＯＭデータを
ホストコンピュータ１１へ転送する。以下、上記のピッ
クアップ４の移動とデータ読出し処理により指定ブロッ
クアドレスのブロックを検出する一連の動作・処理をシ
ーク動作と呼ぶ。
【０００８】システムコントローラ９はリードコマンド
ＲＣに応答してシーク動作を行い、続いて読出したＣＤ
−ＲＯＭデータＲＤをホストコンピュータ１１に転送す
る。このＣＤ−ＲＯＭデータＲＤの転送後、システムコ
ントローラ９は、データ読出し処理を継続させ、ホスト
コンピュータ１１に転送したＣＤ−ＲＯＭデータＲＤの
読取り終了アドレスの次のアドレスからブロック毎に、
ＣＤ−ＲＯＭ１に記録されているデータをメモリ１０に
格納していく。メモリ１０が一杯になると、システムコ
ントローラ９は、オーディオ信号処理部６及びピックア
ップ制御部５を介しデータ読出し処理を停止させる。以
下、上記のホストコンピュータ１１へのＣＤ−ＲＯＭデ
ータＲＤの転送後のメモリ１０にＣＤ−ＲＯＭデータＲ
Ｄを格納する動作をバッファリング動作と呼ぶ。
ＲＣに応答してシーク動作を行い、続いて読出したＣＤ
−ＲＯＭデータＲＤをホストコンピュータ１１に転送す
る。このＣＤ−ＲＯＭデータＲＤの転送後、システムコ
ントローラ９は、データ読出し処理を継続させ、ホスト
コンピュータ１１に転送したＣＤ−ＲＯＭデータＲＤの
読取り終了アドレスの次のアドレスからブロック毎に、
ＣＤ−ＲＯＭ１に記録されているデータをメモリ１０に
格納していく。メモリ１０が一杯になると、システムコ
ントローラ９は、オーディオ信号処理部６及びピックア
ップ制御部５を介しデータ読出し処理を停止させる。以
下、上記のホストコンピュータ１１へのＣＤ−ＲＯＭデ
ータＲＤの転送後のメモリ１０にＣＤ−ＲＯＭデータＲ
Ｄを格納する動作をバッファリング動作と呼ぶ。
【０００９】次に、このＣＤ−ＲＯＭドライブ装置によ
る従来の第１の読出し専用記憶媒体の読出し方法をシス
テムコントローラ９の実行ブログラムの処理のフローチ
ャートで示す図４を参照して動作について説明すると、
まず、ホストコンピュータ１１からのリードコマンドの
受信に応答してシステムコントローラ９はリード処理を
開始する（ステップＳ１）。システムコントローラ９
は、リードコマンドで要求されたアドレスのデータがメ
モリ１０に既に格納されているかどうかを判断（ステッ
プＳ２）し、データが格納されていればホストコンピュ
ータ１１に対しデータ転送を開始する。データが格納さ
れてなければシーク処理を開始する（ステップＳ４）。
シーク処理完了後、データ読出し処理を開始（ステップ
Ｓ５）し、データ読出し処理完了後ホストコンピュータ
１１に対してデータ転送を開始する（ステップＳ６）。
データ転送が終了すれば、ＣＤ−ＲＯＭの記憶データの
リードコマンドの完了ステータスを返送する（ステップ
Ｓ７）。また、ＣＤ−ＲＯＭドライブがリード処理を完
了した時点からバッファリング処理（ステップＰ８）を
行いメモリ１０が一杯になるまで、データを読出してお
く。
る従来の第１の読出し専用記憶媒体の読出し方法をシス
テムコントローラ９の実行ブログラムの処理のフローチ
ャートで示す図４を参照して動作について説明すると、
まず、ホストコンピュータ１１からのリードコマンドの
受信に応答してシステムコントローラ９はリード処理を
開始する（ステップＳ１）。システムコントローラ９
は、リードコマンドで要求されたアドレスのデータがメ
モリ１０に既に格納されているかどうかを判断（ステッ
プＳ２）し、データが格納されていればホストコンピュ
ータ１１に対しデータ転送を開始する。データが格納さ
れてなければシーク処理を開始する（ステップＳ４）。
シーク処理完了後、データ読出し処理を開始（ステップ
Ｓ５）し、データ読出し処理完了後ホストコンピュータ
１１に対してデータ転送を開始する（ステップＳ６）。
データ転送が終了すれば、ＣＤ−ＲＯＭの記憶データの
リードコマンドの完了ステータスを返送する（ステップ
Ｓ７）。また、ＣＤ−ＲＯＭドライブがリード処理を完
了した時点からバッファリング処理（ステップＰ８）を
行いメモリ１０が一杯になるまで、データを読出してお
く。
【００１０】この従来の第１の読出し専用記憶媒体の読
出し方法では、上述したように、任意のアドレスの読出
しデータの返送後バッファリング処理を実行するが、こ
の返送した読出しデータの次のアドレスのリードコマン
ドが到着し且つメモリに次アドレスの読出しデータが未
格納の場合には上記格納データが無いことにより現在の
ドライブ装置の状態と無関係に必ずシーク動作を行う。
シーク動作を行うと、ドライブ装置が同一アドレスのリ
ード処理の最中であってもそのリード処理を終了し最初
から同一アドレスの読込み処理を行うため、データ返送
時間が１００ｍｓ以上と遅くなる。
出し方法では、上述したように、任意のアドレスの読出
しデータの返送後バッファリング処理を実行するが、こ
の返送した読出しデータの次のアドレスのリードコマン
ドが到着し且つメモリに次アドレスの読出しデータが未
格納の場合には上記格納データが無いことにより現在の
ドライブ装置の状態と無関係に必ずシーク動作を行う。
シーク動作を行うと、ドライブ装置が同一アドレスのリ
ード処理の最中であってもそのリード処理を終了し最初
から同一アドレスの読込み処理を行うため、データ返送
時間が１００ｍｓ以上と遅くなる。
【００１１】次に、上記問題点の改善を図った従来の第
２の読出し専用記憶媒体の読出し方法を図４と共通の処
理には共通の参照文字／数字を付して同様にフローチャ
ートで示す図５を参照して説明すると、この図に示す本
方法の前述の従来の第１の方法との相違点は、ステップ
Ｓ２とステップＳ４との間に目的アドレスまでのシーク
時間ＴＳを計算するステップＰ３と、目的アドレスまで
のデータ読出し時間ＴＲを計算するステップＰ４と、ス
テップＰ３，Ｐ４の処理時間のいずれが大きいかを判断
するステップＰ５とを付加したことである。
２の読出し専用記憶媒体の読出し方法を図４と共通の処
理には共通の参照文字／数字を付して同様にフローチャ
ートで示す図５を参照して説明すると、この図に示す本
方法の前述の従来の第１の方法との相違点は、ステップ
Ｓ２とステップＳ４との間に目的アドレスまでのシーク
時間ＴＳを計算するステップＰ３と、目的アドレスまで
のデータ読出し時間ＴＲを計算するステップＰ４と、ス
テップＰ３，Ｐ４の処理時間のいずれが大きいかを判断
するステップＰ５とを付加したことである。
【００１２】次に、図５を参照して処理動作について説
明すると、従来の第１の方法と同様に、リードコマンド
の受信に応答してシステムコントローラ９はリード処理
を開始し（ステップＳ１）、要求アドレスのデータがメ
モリ１０に既に格納されているかどうかを判断（ステッ
プＳ２）し、データが格納されていればステッブＳ６へ
進みホストコンピュータ１１に対しデータ転送を開始す
る。データが格納されてなければ、現在の状態からシー
ク動作を開始し要求ＣＤ−ＲＯＭデータの読出し開始ま
でのシーク時間ＴＳを計算する（ステップＰ３）。ま
た、現在の動作がデータ読出し処理中であれば、そのま
まデータ読出し処理を継続し要求ＣＤ−ＲＯＭデータの
読出し開始までのデータ読出し時間ＴＲを計算する（ス
テッブＰ４）。計算後シーク時間ＴＳと、データ読出し
時間ＴＲとを比較（ステップＰ５）し、シーク時間ＴＳ
の方が短ければシーク動作を行い（ステップＳ４）、そ
の後データ読出し処理（ステップＳ５）を行いデータを
読出しホストコンピュータ１１にデータを転送する（ス
テップＳ６）。データ読出し時間ＴＲの方が短ければそ
のままデータ読出し処理を継続してデータを読出しホス
トコンピュータ１１にデータを転送する（ステップＳ
６）。以下従来の第１の方法と同様に、データ転送が終
了すれば、リードコマンドの完了ステータスを返送し
（ステップＳ７）、バッファリング処理（ステップＰ
８）を行う。
明すると、従来の第１の方法と同様に、リードコマンド
の受信に応答してシステムコントローラ９はリード処理
を開始し（ステップＳ１）、要求アドレスのデータがメ
モリ１０に既に格納されているかどうかを判断（ステッ
プＳ２）し、データが格納されていればステッブＳ６へ
進みホストコンピュータ１１に対しデータ転送を開始す
る。データが格納されてなければ、現在の状態からシー
ク動作を開始し要求ＣＤ−ＲＯＭデータの読出し開始ま
でのシーク時間ＴＳを計算する（ステップＰ３）。ま
た、現在の動作がデータ読出し処理中であれば、そのま
まデータ読出し処理を継続し要求ＣＤ−ＲＯＭデータの
読出し開始までのデータ読出し時間ＴＲを計算する（ス
テッブＰ４）。計算後シーク時間ＴＳと、データ読出し
時間ＴＲとを比較（ステップＰ５）し、シーク時間ＴＳ
の方が短ければシーク動作を行い（ステップＳ４）、そ
の後データ読出し処理（ステップＳ５）を行いデータを
読出しホストコンピュータ１１にデータを転送する（ス
テップＳ６）。データ読出し時間ＴＲの方が短ければそ
のままデータ読出し処理を継続してデータを読出しホス
トコンピュータ１１にデータを転送する（ステップＳ
６）。以下従来の第１の方法と同様に、データ転送が終
了すれば、リードコマンドの完了ステータスを返送し
（ステップＳ７）、バッファリング処理（ステップＰ
８）を行う。
【００１３】一例として、リードコマンドで１００番地
先のアドレスのリード要求があると仮定すると、現在の
状態からシーク動作を行い要求アドレスのリードを行う
までのシーク時間ＴＳが２００ｍｓと算出され、現在の
状態からそのままデータ読出し処理を行い要求アドレス
のリードを行うまでの読出し時間ＴＲは３４０ｍｓと算
出された場合、シーク時間ＴＳの方が読出し時間ＴＲよ
りも短いのでシーク動作を行う。また１０番地先のアド
レスのリード要求があると仮定すると、現在の状態から
のシーク時間ＴＳが１９０ｍｓと算出され、現在の状態
からの読出し時間ＴＲは３４ｍｓと算出された場合、読
出し時間ＴＲの方がシーク時間ＴＳよりも短いのでデー
タ読出し処理を継続する。
先のアドレスのリード要求があると仮定すると、現在の
状態からシーク動作を行い要求アドレスのリードを行う
までのシーク時間ＴＳが２００ｍｓと算出され、現在の
状態からそのままデータ読出し処理を行い要求アドレス
のリードを行うまでの読出し時間ＴＲは３４０ｍｓと算
出された場合、シーク時間ＴＳの方が読出し時間ＴＲよ
りも短いのでシーク動作を行う。また１０番地先のアド
レスのリード要求があると仮定すると、現在の状態から
のシーク時間ＴＳが１９０ｍｓと算出され、現在の状態
からの読出し時間ＴＲは３４ｍｓと算出された場合、読
出し時間ＴＲの方がシーク時間ＴＳよりも短いのでデー
タ読出し処理を継続する。
【００１４】現在位置（原点）よりのシーク時間ＴＳ
（直線Ａ）とそのままデータ読出し処理を行った場合の
読出し時間ＴＲ（直線Ｂ）とを簡単に示した図６を参照
すると、現在位置の近くであれば、そのままデータ読出
し処理を行う方が早くリードでき、現在位置よりも遠く
であれば、シーク動作を行った方が早くリード出来るこ
とが判る。
（直線Ａ）とそのままデータ読出し処理を行った場合の
読出し時間ＴＲ（直線Ｂ）とを簡単に示した図６を参照
すると、現在位置の近くであれば、そのままデータ読出
し処理を行う方が早くリードでき、現在位置よりも遠く
であれば、シーク動作を行った方が早くリード出来るこ
とが判る。
【００１５】しかし、シーク時間ＴＳと読出し時間ＴＲ
の処理時間の比較判断処理が存在するため、所要プログ
ラム容量が増大する。
の処理時間の比較判断処理が存在するため、所要プログ
ラム容量が増大する。
【００１６】ＣＤ−ＲＯＭ１内のファイル構成を模式的
に示す図７を参照すると、ＣＤ−ＲＯＭデータは、ファ
イル毎に連続したアドレスに順に記録されており、現在
の動作がデータ読出し処理中のときにホストコンピュー
タ１１が別のファイルを読出す場合は、現在読取った現
アドレスから連続したアドレスの順にデータを読出すの
で、この場合は明らかにシーク動作を行うよりも、デー
タ読出しを行う場合の方が処理時間は短くなる。
に示す図７を参照すると、ＣＤ−ＲＯＭデータは、ファ
イル毎に連続したアドレスに順に記録されており、現在
の動作がデータ読出し処理中のときにホストコンピュー
タ１１が別のファイルを読出す場合は、現在読取った現
アドレスから連続したアドレスの順にデータを読出すの
で、この場合は明らかにシーク動作を行うよりも、デー
タ読出しを行う場合の方が処理時間は短くなる。
【００１７】なぜなら、一般的なＣＤ−ＲＯＭドライブ
の場合、シーク時間は１５０ｍｓ〜２５０ｍｓで、その
間に再生出来るセクタ数は４倍速のＣＤ−ＲＯＭドライ
ブでは、４５〜６０セクタしか読出することができず、
ファイルの読出し処理では、現在のリードコマンドでリ
ードしたアドレスから４０〜６０セクタ先のアドレスを
リードすることは殆ど起り得ないからである。
の場合、シーク時間は１５０ｍｓ〜２５０ｍｓで、その
間に再生出来るセクタ数は４倍速のＣＤ−ＲＯＭドライ
ブでは、４５〜６０セクタしか読出することができず、
ファイルの読出し処理では、現在のリードコマンドでリ
ードしたアドレスから４０〜６０セクタ先のアドレスを
リードすることは殆ど起り得ないからである。
【００１８】また、複数のファイルをホストコンピュー
タに対してコピーする場合には、１つのファイルのコピ
ー後に、別のファイルのデータの格納アドレスのリード
コマンドを受けたときにシーク時間とデータ読出し時間
とのいずれが短いかを比較判断するが、この場合は、両
ファイル間に読出し処理のようなアドレス割当の制限は
ないので殆どの場合シーク時間の方が短いと判断され
る。
タに対してコピーする場合には、１つのファイルのコピ
ー後に、別のファイルのデータの格納アドレスのリード
コマンドを受けたときにシーク時間とデータ読出し時間
とのいずれが短いかを比較判断するが、この場合は、両
ファイル間に読出し処理のようなアドレス割当の制限は
ないので殆どの場合シーク時間の方が短いと判断され
る。
【００１９】したがって、この従来の第２の読出し専用
記憶媒体の読出し方法のシーク時間と読出し時間の処理
時間の比較判断処理は、冗長な処理といえる。
記憶媒体の読出し方法のシーク時間と読出し時間の処理
時間の比較判断処理は、冗長な処理といえる。
【００２０】
【発明が解決しようとする課題】上述した従来の第１の
読出し専用記憶媒体の読出し方法は、リードコマンドを
受信すると現在のドライブ装置の状態と無関係に必ずシ
ーク動作を行うので、ホストコンピュータがリードコマ
ンドを発行してからＣＤ−ＲＯＭデータが返送されるま
での時間が長くなるという欠点があった。
読出し専用記憶媒体の読出し方法は、リードコマンドを
受信すると現在のドライブ装置の状態と無関係に必ずシ
ーク動作を行うので、ホストコンピュータがリードコマ
ンドを発行してからＣＤ−ＲＯＭデータが返送されるま
での時間が長くなるという欠点があった。
【００２１】また、従来の第２の読出し専用記憶媒体の
読出し方法は、シーク時間と読出し時間の各処理時間の
比較判断処理という冗長な処理が存在するため、所要プ
ログラム容量が増大するという欠点があった。
読出し方法は、シーク時間と読出し時間の各処理時間の
比較判断処理という冗長な処理が存在するため、所要プ
ログラム容量が増大するという欠点があった。
【００２２】
【課題を解決するための手段】本発明の読出し専用記憶
媒体の読出し方法は、読出し専用記憶媒体からの読出し
た記憶データを一時保存する一時記憶手段を介在して読
出す読出し処理を行い読出しデータとして出力する読出
し専用記憶媒体の読出し方法において、新たに発生した
読出し要求の第１のアドレスの記憶データが前記一時記
憶手段に格納済か否かを判断する第１のステップと、 前
記第１のステップの判断結果前記記憶データが格納され
てなければ前記第１のアドレスの記憶データの前記読出
し処理中か否かを判断する第２のステップと、 前記第２
のステップの判断結果前記読出し処理中であればそのま
まデータ読出しを継続しこのデータ読出し処理の完了後
に前記読出しデータの出力を開始する第３のステップ
と、 前記第２のステップの判断結果前記読出し処理中で
なければシーク処理を開始しこのシーク処理の完了後に
前記データ読出し処理を開始する第４のステップとを含
み、前記読出しデータの出力後に前記第１のアドレスの
次のアドレスから昇順に前記読出し専用記憶媒体から前
記一時記憶手段に読出すことを特徴とするものである。
媒体の読出し方法は、読出し専用記憶媒体からの読出し
た記憶データを一時保存する一時記憶手段を介在して読
出す読出し処理を行い読出しデータとして出力する読出
し専用記憶媒体の読出し方法において、新たに発生した
読出し要求の第１のアドレスの記憶データが前記一時記
憶手段に格納済か否かを判断する第１のステップと、 前
記第１のステップの判断結果前記記憶データが格納され
てなければ前記第１のアドレスの記憶データの前記読出
し処理中か否かを判断する第２のステップと、 前記第２
のステップの判断結果前記読出し処理中であればそのま
まデータ読出しを継続しこのデータ読出し処理の完了後
に前記読出しデータの出力を開始する第３のステップ
と、 前記第２のステップの判断結果前記読出し処理中で
なければシーク処理を開始しこのシーク処理の完了後に
前記データ読出し処理を開始する第４のステップとを含
み、前記読出しデータの出力後に前記第１のアドレスの
次のアドレスから昇順に前記読出し専用記憶媒体から前
記一時記憶手段に読出すことを特徴とするものである。
【００２３】
【発明の実施の形態】次に、本発明の実施の形態を図３
と共通の構成要素には共通の文字／数字を用いてフロー
チャートで示す図１を参照すると、この図に示す本実施
の形態の読出し専用記憶媒体の読出し方法は、従来と共
通のステップＳ１，Ｓ２の処理とステップＳ４〜Ｓ７の
処理とに加えて、ステップＳ２とＳ４との間に現在リー
ド要求されたアドレスのバッファリング中か否かを判断
するステップＳ３を含む。
と共通の構成要素には共通の文字／数字を用いてフロー
チャートで示す図１を参照すると、この図に示す本実施
の形態の読出し専用記憶媒体の読出し方法は、従来と共
通のステップＳ１，Ｓ２の処理とステップＳ４〜Ｓ７の
処理とに加えて、ステップＳ２とＳ４との間に現在リー
ド要求されたアドレスのバッファリング中か否かを判断
するステップＳ３を含む。
【００２４】次に、図１及び図３を参照して本実施の形
態の動作について説明すると、従来と同様に、ホストコ
ンピュータ１１からのリードコマンドの受信に応答して
システムコントローラ９はリード処理を開始し（ステッ
プＳ１）、要求アドレスのデータがメモリ１０に既に格
納されているかどうかを判断（ステップＳ２）し、デー
タが格納されていればステップＳ６へ進みホストコンピ
ュータ１１に対しデータ転送を開始する。
態の動作について説明すると、従来と同様に、ホストコ
ンピュータ１１からのリードコマンドの受信に応答して
システムコントローラ９はリード処理を開始し（ステッ
プＳ１）、要求アドレスのデータがメモリ１０に既に格
納されているかどうかを判断（ステップＳ２）し、デー
タが格納されていればステップＳ６へ進みホストコンピ
ュータ１１に対しデータ転送を開始する。
【００２５】ここで、メモリ１０に要求アドレスのデー
タが存在しなければリードコマンドで要求されたアドレ
スすなわちリード要求アドレスのデータの読出し中すな
わちバッファリング中であるか否かの判断を行う（ステ
ップＳ３）。データ読出し中であれば、そのままデータ
読出しを継続しデータの格納を待つ。リード要求アドレ
スのデータを読出していなければ、ステップＳ４に進
み、シーク処理を行いシーク処理完了後、データ読出し
処理（ステップＳ５）を行いデータを読出しホストコン
ピュータ１１にデータを転送する（ステップＳ６）。デ
ータ読出し時間ＴＲの方が短ければそのままデータ読出
し処理を継続してデータを読出しホストコンピュータ１
１にデータを転送する（ステップＳ６）。以下従来の第
１の方法と同様に、データ転送が終了すれば、リードコ
マンドの完了ステータスの返送を行い（ステップＳ
７）、処理を終了する。
タが存在しなければリードコマンドで要求されたアドレ
スすなわちリード要求アドレスのデータの読出し中すな
わちバッファリング中であるか否かの判断を行う（ステ
ップＳ３）。データ読出し中であれば、そのままデータ
読出しを継続しデータの格納を待つ。リード要求アドレ
スのデータを読出していなければ、ステップＳ４に進
み、シーク処理を行いシーク処理完了後、データ読出し
処理（ステップＳ５）を行いデータを読出しホストコン
ピュータ１１にデータを転送する（ステップＳ６）。デ
ータ読出し時間ＴＲの方が短ければそのままデータ読出
し処理を継続してデータを読出しホストコンピュータ１
１にデータを転送する（ステップＳ６）。以下従来の第
１の方法と同様に、データ転送が終了すれば、リードコ
マンドの完了ステータスの返送を行い（ステップＳ
７）、処理を終了する。
【００２６】次に、図１の処理の詳細をフローチャート
で示す図２を参照して本実施の形態の動作の詳細につい
て説明すると、ホストコンピュータ１１からのリードコ
マンドの受信に応答してシステムコントローラ９はリー
ド処理を開始する（ステップＳ１）。受信したリードア
ドレスとシステムコントローラ９が次にバッファに書込
むアドレスと一致しているか判断する（ステップＳ２
１）。一致していなければ、ステップＳ２９に進みバッ
ファ書き込み停止処理を行う。一致していれば、ホスト
コンピュータ１１に対して転送を行った次のアドレス
（以下転送開始アドレス）と受信したリードアドレスと
が一致しているかを判断する（ステップＳ２２）。一致
していればステップＳ２６に進み、転送ブロック数を算
出し０でなければメモリ１０に読出しデータが格納され
ているので転送を開始する（ステップＳ２７）。また、
転送ブロック数が０ならばメモリ１０に読出しデータが
格納されていないので、読出しデータが格納されるのを
待ちホストコンピュータ１１にデータ転送を開始する。
ステップＳ２２で一致していなければ、リードアドレス
と転送開始アドレスとを比較し（ステップＳ２３）、転
送開始アドレスの方が小さければこの転送開始アドレス
をリードアドレスとして転送を開始する（ステップＳ２
５）。
で示す図２を参照して本実施の形態の動作の詳細につい
て説明すると、ホストコンピュータ１１からのリードコ
マンドの受信に応答してシステムコントローラ９はリー
ド処理を開始する（ステップＳ１）。受信したリードア
ドレスとシステムコントローラ９が次にバッファに書込
むアドレスと一致しているか判断する（ステップＳ２
１）。一致していなければ、ステップＳ２９に進みバッ
ファ書き込み停止処理を行う。一致していれば、ホスト
コンピュータ１１に対して転送を行った次のアドレス
（以下転送開始アドレス）と受信したリードアドレスと
が一致しているかを判断する（ステップＳ２２）。一致
していればステップＳ２６に進み、転送ブロック数を算
出し０でなければメモリ１０に読出しデータが格納され
ているので転送を開始する（ステップＳ２７）。また、
転送ブロック数が０ならばメモリ１０に読出しデータが
格納されていないので、読出しデータが格納されるのを
待ちホストコンピュータ１１にデータ転送を開始する。
ステップＳ２２で一致していなければ、リードアドレス
と転送開始アドレスとを比較し（ステップＳ２３）、転
送開始アドレスの方が小さければこの転送開始アドレス
をリードアドレスとして転送を開始する（ステップＳ２
５）。
【００２７】以上のステップＳ２１〜Ｓ２７により、ホ
ストコンピュータ１１から要求されたブロック数分の転
送起動（ステップＳ２８）を行い、続いてバッファリン
グ動作を行い、要求リードアドレスの次のアドレスから
順にメモリ１０にデータを読出しておく（ステップＳ３
２）。次に、転送処理が終了するのを待ち（ステップＳ
３３）、完了ステータスを返送する（ステップＳ７）。
ストコンピュータ１１から要求されたブロック数分の転
送起動（ステップＳ２８）を行い、続いてバッファリン
グ動作を行い、要求リードアドレスの次のアドレスから
順にメモリ１０にデータを読出しておく（ステップＳ３
２）。次に、転送処理が終了するのを待ち（ステップＳ
３３）、完了ステータスを返送する（ステップＳ７）。
【００２８】次に、ホストコンピュータ１１からリード
コマンドを受信したとき、要求アドレスの読出しデータ
がメモリ１０に存在ない場合の処理について説明する
と、まず、ステップＳ２１で、次の書き込みアドレスと
リードアドレスとを比較しリードアドレスの方が大きい
場合や、ステップＳ２１の比較結果ではリードアドレス
の方が大きいが、ステップＳ２３でリードアドレスと転
送開始アドレスとを比較し転送開始アドレスの方が大き
い場合は、メモリ１０には不要なアドレスの読出しデー
タが格納されているので、ステップＳ２９でメモリ１０
をクリアし、ステップＳ４１でシーク処理を開始し、シ
ーク処理終了後、読出し処理を開始する（ステップＳ５
１）。
コマンドを受信したとき、要求アドレスの読出しデータ
がメモリ１０に存在ない場合の処理について説明する
と、まず、ステップＳ２１で、次の書き込みアドレスと
リードアドレスとを比較しリードアドレスの方が大きい
場合や、ステップＳ２１の比較結果ではリードアドレス
の方が大きいが、ステップＳ２３でリードアドレスと転
送開始アドレスとを比較し転送開始アドレスの方が大き
い場合は、メモリ１０には不要なアドレスの読出しデー
タが格納されているので、ステップＳ２９でメモリ１０
をクリアし、ステップＳ４１でシーク処理を開始し、シ
ーク処理終了後、読出し処理を開始する（ステップＳ５
１）。
【００２９】次に、図３を再度併せて参照して実際の動
作を具体的に説明すると、まず、ホストコンピュータ１
１からのリードコマンドの受信時に、返送対象のリード
データがメモリ１０に存在する場合について説明する。
説明の便宜上、前回のリードコマンドで９９番地までホ
ストコンピュータ１１にデータ返送を行い、その後のバ
ッファリング処理で、メモリ１０に１００番地から１２
０番地までのＣＤ−ＲＯＭデータＲＤが格納されている
時に、１１０番地の読出しコマンドを受信したと仮定す
る。
作を具体的に説明すると、まず、ホストコンピュータ１
１からのリードコマンドの受信時に、返送対象のリード
データがメモリ１０に存在する場合について説明する。
説明の便宜上、前回のリードコマンドで９９番地までホ
ストコンピュータ１１にデータ返送を行い、その後のバ
ッファリング処理で、メモリ１０に１００番地から１２
０番地までのＣＤ−ＲＯＭデータＲＤが格納されている
時に、１１０番地の読出しコマンドを受信したと仮定す
る。
【００３０】リードコマンドを受信した時、ステップＳ
２１で次の書き込みアドレス１２１番地とリードアドレ
ス１１０番地とを比較する。リードアドレスの方が小さ
いので、ステップＳ２２でこのリードアドレス１１０番
地と転送開始アドレス１００番地とを比較する。一致し
ていないので、ステップＳ２３でリードアドレス１１０
番地と転送開始アドレス１００番地とを比較する。リー
ドアドレスの方が大きいので、不要ブロック数を算出す
る。上述のように、１００番地から１２０番地までメモ
リ１０に有り、１１０番地からホストコンピュータ１１
に転送するので、１００番地からの１０番地分は不要ブ
ロックとなる。次に、ステップＳ２５で上記不要ブロッ
クを消去し、１００番地であった転送開始アドレスをリ
ードアドレスの１１０番地に再設定し、ホストコンピュ
ータ１１に対してデータを転送する（ステップＳ２
７）。
２１で次の書き込みアドレス１２１番地とリードアドレ
ス１１０番地とを比較する。リードアドレスの方が小さ
いので、ステップＳ２２でこのリードアドレス１１０番
地と転送開始アドレス１００番地とを比較する。一致し
ていないので、ステップＳ２３でリードアドレス１１０
番地と転送開始アドレス１００番地とを比較する。リー
ドアドレスの方が大きいので、不要ブロック数を算出す
る。上述のように、１００番地から１２０番地までメモ
リ１０に有り、１１０番地からホストコンピュータ１１
に転送するので、１００番地からの１０番地分は不要ブ
ロックとなる。次に、ステップＳ２５で上記不要ブロッ
クを消去し、１００番地であった転送開始アドレスをリ
ードアドレスの１１０番地に再設定し、ホストコンピュ
ータ１１に対してデータを転送する（ステップＳ２
７）。
【００３１】次にリードコマンドの受信時に、返送対象
のリードデータがメモリ１０に存在しない場合について
説明する。ここでは、上記の場合と同様に、前回のリー
ドコマンドで９９番地までホストコンピュータ１１にデ
ータ返送を行い、その後のバッファリング処理で、メモ
リ１０に１００番地から１２０番地までのＣＤ−ＲＯＭ
データが格納されている時に、読出しデータ格納範囲を
超えた１５０番地の読出しコマンドを受信したと仮定す
る。
のリードデータがメモリ１０に存在しない場合について
説明する。ここでは、上記の場合と同様に、前回のリー
ドコマンドで９９番地までホストコンピュータ１１にデ
ータ返送を行い、その後のバッファリング処理で、メモ
リ１０に１００番地から１２０番地までのＣＤ−ＲＯＭ
データが格納されている時に、読出しデータ格納範囲を
超えた１５０番地の読出しコマンドを受信したと仮定す
る。
【００３２】リードコマンドを受信した時、ステップＳ
２１で次の書き込みアドレス１２１番地とリードアドレ
ス１５０番地とを比較する。リードアドレスの方が大き
いのでステップＳ２９で書き込みデータ格納メモリ１０
をクリアし、ステップＳ４１でリードアドレス１５０番
地に対してシーク動作を行いシーク動作完了後（ステッ
プＳ４２）、リードアドレス１５０番地からデータ読出
しを行い（ステップＳ５１）、メモリ１０にリードデー
タか格納された時点から、ホストコンピュータ１１に対
して転送動作を行う（ステップＳ２６）。
２１で次の書き込みアドレス１２１番地とリードアドレ
ス１５０番地とを比較する。リードアドレスの方が大き
いのでステップＳ２９で書き込みデータ格納メモリ１０
をクリアし、ステップＳ４１でリードアドレス１５０番
地に対してシーク動作を行いシーク動作完了後（ステッ
プＳ４２）、リードアドレス１５０番地からデータ読出
しを行い（ステップＳ５１）、メモリ１０にリードデー
タか格納された時点から、ホストコンピュータ１１に対
して転送動作を行う（ステップＳ２６）。
【００３３】次に、受信したリードコマンドの間隔が、
ＣＤ−ＲＯＭの１ブロックのデータ読出し所要時間以下
の場合の処理について説明する。ここでは、前回のリー
ドコマンドで９９番地までホストコンピュータ１１にデ
ータ返送を行い、次のリードコマンドは１００番地のリ
ードコマンドであり、このリードコマンドの受信タイミ
ングは、バッファリング処理で１００番地のデータの読
出し前であると仮定する。
ＣＤ−ＲＯＭの１ブロックのデータ読出し所要時間以下
の場合の処理について説明する。ここでは、前回のリー
ドコマンドで９９番地までホストコンピュータ１１にデ
ータ返送を行い、次のリードコマンドは１００番地のリ
ードコマンドであり、このリードコマンドの受信タイミ
ングは、バッファリング処理で１００番地のデータの読
出し前であると仮定する。
【００３４】ホストコンピュータ１１に対して９９番地
のデータを返送し、バッファリング動作（ステップＳ３
２，Ｓ３３）を行っている時、１００番地のデータの格
納完了までに１００番地のリードコマンドを受信する
と、ステップＳ２１で次の書き込みアドレス１００番地
とリードアドレス１００番地とを比較する。この結果、
両アドレスは一致し、ステップＳ２２でリードアドレス
１００番地と転送開始アドレス１００番地とを比較す
る。ここでも一致しているので、シーク動作を行うこと
が無く、ステップＳ３２でメモリ１０に１００番地のデ
ータが格納されるのを待つ。メモリ１０に１００番地の
データが格納された時点で、ホストコンピュータ１１に
対して読出しデータの転送を行う（ステップＳ３３）。
のデータを返送し、バッファリング動作（ステップＳ３
２，Ｓ３３）を行っている時、１００番地のデータの格
納完了までに１００番地のリードコマンドを受信する
と、ステップＳ２１で次の書き込みアドレス１００番地
とリードアドレス１００番地とを比較する。この結果、
両アドレスは一致し、ステップＳ２２でリードアドレス
１００番地と転送開始アドレス１００番地とを比較す
る。ここでも一致しているので、シーク動作を行うこと
が無く、ステップＳ３２でメモリ１０に１００番地のデ
ータが格納されるのを待つ。メモリ１０に１００番地の
データが格納された時点で、ホストコンピュータ１１に
対して読出しデータの転送を行う（ステップＳ３３）。
【００３５】
【発明の効果】以上説明したように、本発明の読出し専
用記憶媒体の読出し方法は、新たな読出し要求の第１の
アドレスの記憶データが前記一時記憶手段に格納済か否
かを判断する第１のステップと、第１のステップの判断
結果上記記憶データが格納されてなければ第１のアドレ
スの記憶データの読出し処理中か否かを判断する第２の
ステップと、第２のステップの判断結果読出し処理中で
あればそのままデータ読出しを継続しこのデータ読出し
処理の完了後に読出しデータの出力を開始する第３のス
テップと、第２のステップの判断結果読出し処理中でな
ければシーク処理を開始しこのシーク処理の完了後にデ
ータ読出し処理を開始する第４のステップとを含み、新
たな読出し要求アドレスと現在読出し処理中のアドレス
とが同一か否かを判断し、同一であれば現在読出し処理
の終了後に上記読出し要求に対して一時記憶手段に保持
した記憶データを読出データとして出力し、同一でなけ
ればシーク動作を行うので、返送した次のアドレスのリ
ードコマンドを受信し且つメモリに次のアドレスの読出
しデータが未格納の場合は、読出しデータの格納を待つ
ことでシーク動作を行わないので、リードコマンドを受
信してからＣＤ−ＲＯＭデータを返送するまでの時間を
短縮できるという効果がある。
用記憶媒体の読出し方法は、新たな読出し要求の第１の
アドレスの記憶データが前記一時記憶手段に格納済か否
かを判断する第１のステップと、第１のステップの判断
結果上記記憶データが格納されてなければ第１のアドレ
スの記憶データの読出し処理中か否かを判断する第２の
ステップと、第２のステップの判断結果読出し処理中で
あればそのままデータ読出しを継続しこのデータ読出し
処理の完了後に読出しデータの出力を開始する第３のス
テップと、第２のステップの判断結果読出し処理中でな
ければシーク処理を開始しこのシーク処理の完了後にデ
ータ読出し処理を開始する第４のステップとを含み、新
たな読出し要求アドレスと現在読出し処理中のアドレス
とが同一か否かを判断し、同一であれば現在読出し処理
の終了後に上記読出し要求に対して一時記憶手段に保持
した記憶データを読出データとして出力し、同一でなけ
ればシーク動作を行うので、返送した次のアドレスのリ
ードコマンドを受信し且つメモリに次のアドレスの読出
しデータが未格納の場合は、読出しデータの格納を待つ
ことでシーク動作を行わないので、リードコマンドを受
信してからＣＤ−ＲＯＭデータを返送するまでの時間を
短縮できるという効果がある。
【００３６】また、シーク時間と読出し時間の各処理時
間の比較判断処理という冗長な処理が不要となり、所要
プログラム容量の増大要因を除去できるという効果があ
る。
間の比較判断処理という冗長な処理が不要となり、所要
プログラム容量の増大要因を除去できるという効果があ
る。
【００３７】
【図１】本発明の読出し専用記憶媒体の読出し方法の一
実施の形態を示すフローチャートである。
実施の形態を示すフローチャートである。
【図２】本実施の形態の読出し専用記憶媒体の読出し方
法の詳細を示すフローチャートである。
法の詳細を示すフローチャートである。
【図３】ＣＤ−ＲＯＭドライブ装置の一例を示すブロッ
ク図である。
ク図である。
【図４】従来の第１の読出し専用記憶媒体の読出し方法
の一例を示すフローチャートである。
の一例を示すフローチャートである。
【図５】従来の第２の読出し専用記憶媒体の読出し方法
の一例を示すフローチャートである。
の一例を示すフローチャートである。
【図６】データの読出し所要時間と現在の読出し位置と
の関係を示す説明図である。
の関係を示す説明図である。
【図７】ＣＤ−ＲＯＭ内部のファイル構成を模式的に示
した説明図である。
した説明図である。
１ ＣＤ−ＲＯＭ ２ ディスクモータ ３ ディスクモータ制御部 ４ ピックアップ ５ ピックアップ制御部 ６ オーディオ信号処理部 ７ ＣＤ−ＲＯＭ信号処理部 ８ ホストコンピュータインタフエース ９ システムコントローラ １０ メモリ １１ ホストコンピュータ
Claims (2)
- 【請求項１】 読出し専用記憶媒体からの読出した記憶
データを一時保存する一時記憶手段を介在して読出す読
出し処理を行い読出しデータとして出力する読出し専用
記憶媒体の読出し方法において、 新たに発生した読出し要求の第１のアドレスの記憶デー
タが前記一時記憶手段に格納済か否かを判断する第１の
ステップと、 前記第１のステップの判断結果前記記憶データが格納さ
れてなければ前記第１のアドレスの記憶データの前記読
出し処理中か否かを判断する第２のステップと、 前記第２のステップの判断結果前記読出し処理中であれ
ばそのままデータ読出しを継続しこのデータ読出し処理
の完了後に前記読出しデータの出力を開始する第３のス
テップと、 前記第２のステップの判断結果前記読出し処理中でなけ
ればシーク処理を開始しこのシーク処理の完了後に前記
データ読出し処理を開始する第４のステップとを含み、 前記読出しデータの出力後に前記第１のアドレスの次の
アドレスから昇順に前記読出し専用記憶媒体から前記一
時記憶手段に読出すことを特徴とする読出し専用記憶媒
体の読出し方法。 - 【請求項２】前記第１のステップが、前記第１のアドレ
スと次に前記一時記憶手段に書込む第２のアドレスとが
一致しているか否かを判断する第１１のステップと、 前記第１，第２のアドレスが一致していなければ前記一
時記憶手段への書込処理を停止する第１２のステップ
と、 前記第１，第２のアドレスが一致していれば前回転送を
行った次のアドレスである第３のアドレスと前記第１の
アドレスとが一致しているか否かを判断する第１３のス
テップと、 前記第１，第３のアドレスが一致していればデータの所
定転送ブロック数を算出し０でなければ転送を開始する
第１４のステップと、 前記第１，第３のアドレスが一致していない場合に前記
第３のアドレスが前記第１のアドレスより小さければこ
の第３のアドレスを新たな読出アドレスと設定する第１
５のステップと、 前記第１１〜第１５のステップの処理後前記転送ブロッ
ク数の転送を行う第１６のステップとを含み、 前記第２のステップが、前記第１６のステップでの 転送
終了後前記第３のアドレスから昇順に一時記憶手段への
書込処理を行う第１７のステップを含み、前記第３のステップが、 前記第１３のステップで前記第
３のアドレスが前記第１のアドレスより大きい場合に前
記一時記憶手段の記憶データをクリアし、シーク動作を
行いこのシーク動作完了後に前記データ読出し処理を行
いこのデータ読出し処理終了後に前記読出しデータを出
力する第１８のステップを含むことを特徴とする請求項
１記載の読出し専用記憶媒体の読出し方法。
Priority Applications (5)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP8222336A JP2919376B2 (ja) | 1996-08-23 | 1996-08-23 | 読出し専用記憶媒体の読出し方法 |
| US08/910,011 US5974006A (en) | 1996-08-23 | 1997-08-12 | Method for reading CD-ROM |
| EP97114350A EP0825592B1 (en) | 1996-08-23 | 1997-08-20 | Method for reading read-only memory |
| DE69731435T DE69731435T2 (de) | 1996-08-23 | 1997-08-20 | Verfahren zum Lesen eines Nur-Lese-Speichers |
| KR1019970040098A KR19980018893A (ko) | 1996-08-23 | 1997-08-22 | 판독 전용 메모리를 판독하기 위한 방법 (Method for Reading Read-Only Memory) |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP8222336A JP2919376B2 (ja) | 1996-08-23 | 1996-08-23 | 読出し専用記憶媒体の読出し方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH1064164A JPH1064164A (ja) | 1998-03-06 |
| JP2919376B2 true JP2919376B2 (ja) | 1999-07-12 |
Family
ID=16780755
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP8222336A Expired - Fee Related JP2919376B2 (ja) | 1996-08-23 | 1996-08-23 | 読出し専用記憶媒体の読出し方法 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5974006A (ja) |
| EP (1) | EP0825592B1 (ja) |
| JP (1) | JP2919376B2 (ja) |
| KR (1) | KR19980018893A (ja) |
| DE (1) | DE69731435T2 (ja) |
Families Citing this family (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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