JPH02281474A - 記憶媒体のオートチェンジャ装置 - Google Patents
記憶媒体のオートチェンジャ装置Info
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- JPH02281474A JPH02281474A JP89101909A JP10190989A JPH02281474A JP H02281474 A JPH02281474 A JP H02281474A JP 89101909 A JP89101909 A JP 89101909A JP 10190989 A JP10190989 A JP 10190989A JP H02281474 A JPH02281474 A JP H02281474A
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- 230000002950 deficient Effects 0.000 claims abstract description 43
- 230000003287 optical effect Effects 0.000 abstract description 32
- 238000007781 pre-processing Methods 0.000 abstract description 6
- 238000006467 substitution reaction Methods 0.000 abstract 1
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 5
- 238000004891 communication Methods 0.000 description 2
- 230000003247 decreasing effect Effects 0.000 description 1
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 238000000034 method Methods 0.000 description 1
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- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
［発明の目的］
（産業上の利用分野）
本発明は多数の記憶媒体を有していてその中の選択され
た少なくとも１枚を交換可能にドライブに装着するオー
トチェンジャ装置に関し、特にその記憶媒体の管理シス
テムに関する。
た少なくとも１枚を交換可能にドライブに装着するオー
トチェンジャ装置に関し、特にその記憶媒体の管理シス
テムに関する。
（従来の技術）
このようなオートチェンジャ装置においては、記憶媒体
はドライブに対して交換可能であり、かつどの媒体がい
つドライブに装着されるかが未知であるので、ドライブ
への媒体の装着毎に媒体から媒体固有の管理情報を読み
だし、欠陥トラックの代替処理、ディレクトリ作成等の
前処理を行なう必要がある。
はドライブに対して交換可能であり、かつどの媒体がい
つドライブに装着されるかが未知であるので、ドライブ
への媒体の装着毎に媒体から媒体固有の管理情報を読み
だし、欠陥トラックの代替処理、ディレクトリ作成等の
前処理を行なう必要がある。
（発明が解決しようとする課題）
このように従来のオートチェンジャ装置では、ドライブ
への媒体の装着毎に媒体から管理情報を読みだし、前処
理を行なってから実際のアクセスを開始する必要がある
ので、記憶媒体の交換を頻繁に行ない多数の記憶媒体を
アクセスする場合、前処理に要する時間が長く、従って
アクセス時間が長くなるという問題点があった。
への媒体の装着毎に媒体から管理情報を読みだし、前処
理を行なってから実際のアクセスを開始する必要がある
ので、記憶媒体の交換を頻繁に行ない多数の記憶媒体を
アクセスする場合、前処理に要する時間が長く、従って
アクセス時間が長くなるという問題点があった。
従って、この発明の目的は、オートチェンジャ装置にお
けるアクセス時間を短縮できる記憶媒体の管理装置を提
供することである。
けるアクセス時間を短縮できる記憶媒体の管理装置を提
供することである。
［発明の構成］
（課題を解決するための手段）
この発明によるオートチェンジャ装置は、代替処理に用
いられる欠陥管理情報を記憶媒体以外で記憶するメモリ
手段と、記憶媒体へのアクセスに先立って全記憶媒体か
ら初期欠陥ブロックに関する情報を読みだしこのメモリ
手段に書き込む手段と、記憶媒体へのアクセス時に判明
した欠陥ブロックに関する情報を上記メモリ手段に書き
込み、欠陥管理情報を更新する手段とを具備する。
いられる欠陥管理情報を記憶媒体以外で記憶するメモリ
手段と、記憶媒体へのアクセスに先立って全記憶媒体か
ら初期欠陥ブロックに関する情報を読みだしこのメモリ
手段に書き込む手段と、記憶媒体へのアクセス時に判明
した欠陥ブロックに関する情報を上記メモリ手段に書き
込み、欠陥管理情報を更新する手段とを具備する。
（作用）
初期動作時にオートチェンジャ装置内の全記憶媒体内の
欠陥管理情報を予め読みだしてメモリ手段内に欠陥管理
テーブルを作成しておく。書き込み時、リード・アフタ
・ライト時に新たな欠陥ブロックが判明した場合は欠陥
管理テーブルの更新を行なう。読みだし、書き込み時に
は、媒体をドライブに装着すると同時に先に作成してお
いた欠陥管理テーブルに基づいて必要ならば代替処理を
行なう。
欠陥管理情報を予め読みだしてメモリ手段内に欠陥管理
テーブルを作成しておく。書き込み時、リード・アフタ
・ライト時に新たな欠陥ブロックが判明した場合は欠陥
管理テーブルの更新を行なう。読みだし、書き込み時に
は、媒体をドライブに装着すると同時に先に作成してお
いた欠陥管理テーブルに基づいて必要ならば代替処理を
行なう。
これにより、媒体をドライブに装着する際の欠陥トラッ
クの代替処理、ディレクトリの構築等の前処理に要する
時間が短縮され、その結果、記憶媒体へのアクセス時間
も短縮される。
クの代替処理、ディレクトリの構築等の前処理に要する
時間が短縮され、その結果、記憶媒体へのアクセス時間
も短縮される。
（実施例）
以下図面を参照して、この発明による記憶媒体のオート
チェンジャ装置の一実施例を説明する。
チェンジャ装置の一実施例を説明する。
第１図はこの発明によるオートチェンジャ装置の一実施
例としての光デイスクファイリング装置全体のブロック
図である。図中、−点鎖線で囲まれた部分が先ディスク
オートチェンジャ１０である。オートチェンジャ１０は
多数枚の光ディスク１２（ここでは追記型とする）を内
蔵する。光ディスク１２は図示せぬ棚等に収納されてい
て、選択されたいずれか１枚が機構部１４に設けられた
図示せぬアーム等により取り出されドライブ１６に装着
される。機構部１４はオートチェンジャ１０外部のアク
セス制御部２４により制御される。
例としての光デイスクファイリング装置全体のブロック
図である。図中、−点鎖線で囲まれた部分が先ディスク
オートチェンジャ１０である。オートチェンジャ１０は
多数枚の光ディスク１２（ここでは追記型とする）を内
蔵する。光ディスク１２は図示せぬ棚等に収納されてい
て、選択されたいずれか１枚が機構部１４に設けられた
図示せぬアーム等により取り出されドライブ１６に装着
される。機構部１４はオートチェンジャ１０外部のアク
セス制御部２４により制御される。
ここで、１枚の光ディスク１２のデータフォーマットを
第２図に示す。光ディスクの全データ記録領域は代替ブ
ロック領域、欠陥管理領域、コントロールブロック、デ
ィレクトリ、ユーザ記録領域に分割される。一般に、光
ディスクには欠陥ブロックが存在することがあるので、
アクセスに先だって欠陥ブロックの有無を判別し、欠陥
ブロックが存在する場合は、それを自動的に他のブロッ
クに置き換える代替処理を行なう必要がある。この代替
処理で使用されるブロックが代替ブロック領域、欠陥管
理領域である。コントロールブロックには光ディスクの
種類に関する情報、及び光ディスクの出荷時に判明して
いる初期欠陥についての欠陥管理情報、すなわち欠陥ブ
ロックの位置、およびそれに対する代替ブロックの位置
等が記録される。
第２図に示す。光ディスクの全データ記録領域は代替ブ
ロック領域、欠陥管理領域、コントロールブロック、デ
ィレクトリ、ユーザ記録領域に分割される。一般に、光
ディスクには欠陥ブロックが存在することがあるので、
アクセスに先だって欠陥ブロックの有無を判別し、欠陥
ブロックが存在する場合は、それを自動的に他のブロッ
クに置き換える代替処理を行なう必要がある。この代替
処理で使用されるブロックが代替ブロック領域、欠陥管
理領域である。コントロールブロックには光ディスクの
種類に関する情報、及び光ディスクの出荷時に判明して
いる初期欠陥についての欠陥管理情報、すなわち欠陥ブ
ロックの位置、およびそれに対する代替ブロックの位置
等が記録される。
第１図に戻って、ドライブ１６はコントローラ１８によ
り制御される。コントローラ１８は欠陥管理情報メモリ
２０と、ディレクトリメモリ２２とを有する。欠陥管理
情報メモリ２０は各光デイスク毎の欠陥管理情報をテー
ブルとして記録する。
り制御される。コントローラ１８は欠陥管理情報メモリ
２０と、ディレクトリメモリ２２とを有する。欠陥管理
情報メモリ２０は各光デイスク毎の欠陥管理情報をテー
ブルとして記録する。
初期動作時に光ディスクのコントロールブロックから初
期欠陥管理情報が欠陥管理情報メモリア２０に転送され
、初期の欠陥管理テーブルが作成される。そして、書き
込み時、リード・アフタ・ライト時に欠陥ブロックが判
明されると、その欠陥ブロックに関する情報が当該光デ
ィスクの欠陥管理領域に格納されるとともに、欠陥管理
情報メモリ２０に格納され、欠陥管理テーブルが更新さ
れる。ディレクトリメモリ２２は各記憶媒体への書き込
み時に作成され当該光ディスクのディレクトリに格納さ
れる論理アドレスと物理アドレスとの対応関係テーブル
を記録する。このため、ユーザはオートチェンジャ１０
内の全部の光ディスクを大容量の１枚の光ディスクと見
なすことができる。
期欠陥管理情報が欠陥管理情報メモリア２０に転送され
、初期の欠陥管理テーブルが作成される。そして、書き
込み時、リード・アフタ・ライト時に欠陥ブロックが判
明されると、その欠陥ブロックに関する情報が当該光デ
ィスクの欠陥管理領域に格納されるとともに、欠陥管理
情報メモリ２０に格納され、欠陥管理テーブルが更新さ
れる。ディレクトリメモリ２２は各記憶媒体への書き込
み時に作成され当該光ディスクのディレクトリに格納さ
れる論理アドレスと物理アドレスとの対応関係テーブル
を記録する。このため、ユーザはオートチェンジャ１０
内の全部の光ディスクを大容量の１枚の光ディスクと見
なすことができる。
オートチェンジャ１０へのアクセスはアクセス制御部２
４により制御される。アクセス制御部２４は柾々の制御
プログラム等を記憶している磁気ディスク２６を有し、
通信用インターフェース（１／Ｆ）２８を介して図示せ
ぬ通信回線、ホストコントローラ等に接続される。すな
わち、光デイスク１２内のデータはコントローラ１８、
Ｉ／Ｆ２８を介してホストコントローラと通信される。
４により制御される。アクセス制御部２４は柾々の制御
プログラム等を記憶している磁気ディスク２６を有し、
通信用インターフェース（１／Ｆ）２８を介して図示せ
ぬ通信回線、ホストコントローラ等に接続される。すな
わち、光デイスク１２内のデータはコントローラ１８、
Ｉ／Ｆ２８を介してホストコントローラと通信される。
次に、この実施例の動作を説明する。光ディスクの欠陥
ブロックは、上記した初期欠陥以外にも、データ書き込
み中にトラッキングエラー またはシンクロナスエラー
によりアクセス不可能なブロックと、データ書き込み後
のリード・アフター・ライト実行時に欠陥ブロックであ
ると判定されたブロックがある。リード・アフター・ラ
イト時は通常のエラー訂正よりも訂正能力を弱めてデー
タ再生を行なうので、記録データの信頼性をより厳しく
チエツクできる。これらの欠陥ブロックは判明した時点
で、先ディスク内の欠陥管理領域に書き込まれるととも
に、欠陥管理情報メモリ２０に格納され、欠陥管理テー
ブルが随時更新される。
ブロックは、上記した初期欠陥以外にも、データ書き込
み中にトラッキングエラー またはシンクロナスエラー
によりアクセス不可能なブロックと、データ書き込み後
のリード・アフター・ライト実行時に欠陥ブロックであ
ると判定されたブロックがある。リード・アフター・ラ
イト時は通常のエラー訂正よりも訂正能力を弱めてデー
タ再生を行なうので、記録データの信頼性をより厳しく
チエツクできる。これらの欠陥ブロックは判明した時点
で、先ディスク内の欠陥管理領域に書き込まれるととも
に、欠陥管理情報メモリ２０に格納され、欠陥管理テー
ブルが随時更新される。
第３図に欠陥管理情報メモリ２０内の欠陥管理テーブル
を示す。欠陥管理情報は１枚のディスク毎にＩＫバイト
（１２８ライン：１ラインは８バイトからなる）の容量
を有する。欠陥管理テーブルは、大きく分けて、初期欠
陥箇所代替情報（１６ライン）と、データ記録時欠陥ブ
ロック代替情報（最大１１２ライン）に分類される。
を示す。欠陥管理情報は１枚のディスク毎にＩＫバイト
（１２８ライン：１ラインは８バイトからなる）の容量
を有する。欠陥管理テーブルは、大きく分けて、初期欠
陥箇所代替情報（１６ライン）と、データ記録時欠陥ブ
ロック代替情報（最大１１２ライン）に分類される。
１つの欠陥ブロックに対する初期欠陥箇所代替情報は２
ラインからなり、欠陥ブロックの先頭物理ブロックアド
レスＡ （４バイト）、欠陥とする連続ブｏ、ｙり数Ｂ
（２７（イト） 、００００８ Ｃ（２バイト）、代替
ブロックエリアの先頭物理ブロックアドレスＤ （４バ
イト）、代替ブロック数Ｅ（２バイト）と、００００８
Ｆ （２バイト）を有する。記録されるべき初期欠
陥箇所が無いラインは００，１が埋められる。すなわち
、初期欠陥は最大８箇所まで代替可能である。光ディス
クへの実際のアクセスに先立つ初期時、例えば、工場出
荷時に、光デイスクオートチェンジャ１０内の全ての光
ディスク１２を順次ドライブ１６に装着し、各ディスク
のコントロールブロックがら初期欠陥管理情報を読みだ
し、これを初期欠陥箇所代替情報とする。
ラインからなり、欠陥ブロックの先頭物理ブロックアド
レスＡ （４バイト）、欠陥とする連続ブｏ、ｙり数Ｂ
（２７（イト） 、００００８ Ｃ（２バイト）、代替
ブロックエリアの先頭物理ブロックアドレスＤ （４バ
イト）、代替ブロック数Ｅ（２バイト）と、００００８
Ｆ （２バイト）を有する。記録されるべき初期欠
陥箇所が無いラインは００，１が埋められる。すなわち
、初期欠陥は最大８箇所まで代替可能である。光ディス
クへの実際のアクセスに先立つ初期時、例えば、工場出
荷時に、光デイスクオートチェンジャ１０内の全ての光
ディスク１２を順次ドライブ１６に装着し、各ディスク
のコントロールブロックがら初期欠陥管理情報を読みだ
し、これを初期欠陥箇所代替情報とする。
データ記録時欠陥ブロック代替情報はデータ書き込み中
にアクセス不可能なブロック、及びデータ書き込み後の
リード・アフター・ライト時に欠陥ブロックであると判
定されたブロックに対して１ブロツク毎に代替ブロック
を割り当て、１つの欠陥につき欠陥ブロックの物理ブロ
ックアドレスＧ （４バイト）、代替ブロックの物理ブ
ロックアドレスＨ（４バイ）） 、 ００００００００
ＨＩ（４バイト）と、欠陥テーブルを読み出す指令が出
された時点・で既に使用されている代替ブロックの最後
の物理ブロックアドレスＪ （４バイト）カらなる。
にアクセス不可能なブロック、及びデータ書き込み後の
リード・アフター・ライト時に欠陥ブロックであると判
定されたブロックに対して１ブロツク毎に代替ブロック
を割り当て、１つの欠陥につき欠陥ブロックの物理ブロ
ックアドレスＧ （４バイト）、代替ブロックの物理ブ
ロックアドレスＨ（４バイ）） 、 ００００００００
ＨＩ（４バイト）と、欠陥テーブルを読み出す指令が出
された時点・で既に使用されている代替ブロックの最後
の物理ブロックアドレスＪ （４バイト）カらなる。
代替ブロックは物理ブロックアドレスの小さい方から順
に使用される。
に使用される。
このようにこの実施例によれば、代替処理に使用される
欠陥管理情報をオートチェンジャ内の媒体から予め読み
だして媒体外のメモリに欠陥管理テーブルとして記憶し
、実際のアクセス時に欠陥ブロックが検出されると、欠
陥管理テーブルを随時書換えているので、各媒体のアク
セス時に媒体から欠陥管理情報を読みだしテーブルを作
成する必要がなく、オートチェンジャ装置のアクセス時
間が短縮できる。
欠陥管理情報をオートチェンジャ内の媒体から予め読み
だして媒体外のメモリに欠陥管理テーブルとして記憶し
、実際のアクセス時に欠陥ブロックが検出されると、欠
陥管理テーブルを随時書換えているので、各媒体のアク
セス時に媒体から欠陥管理情報を読みだしテーブルを作
成する必要がなく、オートチェンジャ装置のアクセス時
間が短縮できる。
実際のアクセス動作を説明する。書き込みの場合は、ホ
ストコントローラからＩ／Ｆ２８を介してアクセス制御
部２４にライト要求が送信されると、アクセス制御部２
４はディレクトリメモリ２２内に論理アドレスと物理ア
ドレスとの対応関係を示すディレクトリを作成するとと
もに、機構部１４に対して所定の光ディスクをドライブ
１６に装着するよう指令を出すとともに、コントローラ
１８に対してもデータの書き込みを要求する。
ストコントローラからＩ／Ｆ２８を介してアクセス制御
部２４にライト要求が送信されると、アクセス制御部２
４はディレクトリメモリ２２内に論理アドレスと物理ア
ドレスとの対応関係を示すディレクトリを作成するとと
もに、機構部１４に対して所定の光ディスクをドライブ
１６に装着するよう指令を出すとともに、コントローラ
１８に対してもデータの書き込みを要求する。
ここで、物理アドレスは光デイスク１枚毎に付してもよ
いし、全部のディスクに対して連続的に付してもよい。
いし、全部のディスクに対して連続的に付してもよい。
ライト領域の先頭物理ブロックアドレス、ブロック数を
求める。
求める。
この後、コントローラ１８は欠陥管理情報メモリ２０内
の欠陥管理テーブルを参照して、ライト領域内に欠陥ブ
ロックがあるが場合は、欠陥ブロックの先頭物理ブロッ
クアドレス、ブロック数、及び代替ブロックの先頭物理
ブロックアドレスを欠陥管理テーブルから読み込む。そ
して、ユーザ記録領域内のライト領域の先頭から欠陥ブ
ロックの前までの物理アドレスにデータを書き込み、次
に代替ブロックにデータを書き込み、最後に再びユーザ
記録領域内の欠陥ブロックの次からライト領域の最後ま
での物理アドレスにデータを書き込む。このように、書
き込みの時には、予め作成しておいた欠陥管理テーブル
に基づいて短時間で代替処理を開始できるので、書き込
みに要する時間を短縮できる。
の欠陥管理テーブルを参照して、ライト領域内に欠陥ブ
ロックがあるが場合は、欠陥ブロックの先頭物理ブロッ
クアドレス、ブロック数、及び代替ブロックの先頭物理
ブロックアドレスを欠陥管理テーブルから読み込む。そ
して、ユーザ記録領域内のライト領域の先頭から欠陥ブ
ロックの前までの物理アドレスにデータを書き込み、次
に代替ブロックにデータを書き込み、最後に再びユーザ
記録領域内の欠陥ブロックの次からライト領域の最後ま
での物理アドレスにデータを書き込む。このように、書
き込みの時には、予め作成しておいた欠陥管理テーブル
に基づいて短時間で代替処理を開始できるので、書き込
みに要する時間を短縮できる。
書き込み終了後に、リード・アフタ・ライトを行い、書
き込みが正確に行なわれたかどうかをチエツクする。も
し、書き込みエラーがあれば、そのブロックを欠陥ブロ
ックとして光デイスク内の欠陥管理領域を書き込むとと
もに、欠陥管理情報メモリ２０に登録し、欠陥管理テー
ブルを更新する。そして、欠陥管理テーブルの情報に基
づいて再度書き込みを行なう。この再書き込みは５回ま
で試行される。
き込みが正確に行なわれたかどうかをチエツクする。も
し、書き込みエラーがあれば、そのブロックを欠陥ブロ
ックとして光デイスク内の欠陥管理領域を書き込むとと
もに、欠陥管理情報メモリ２０に登録し、欠陥管理テー
ブルを更新する。そして、欠陥管理テーブルの情報に基
づいて再度書き込みを行なう。この再書き込みは５回ま
で試行される。
第４図に読みだし動作の流れを示す。ホストコントロー
ラからＩ／Ｆ２ｇを介してアクセス制御部２４にリード
要求が送信されると、アクセス制御部２４はディレクト
リメモリ２２内の情報を参照してそのデータがどの光デ
ィスクのどのブロックに入っているかを判断し、ステッ
プ４１に示すように、リード領域の先頭物理ブロックア
ドレスＮ１ブロック数Ｂを求める。ここで、アクセス制
御部２４は機構部１４に対して当該光ディスクをドライ
ブ１６に装着するよう指令を出すとともに、コントロー
ラ、１８に対してもデータのリードを要求する。
ラからＩ／Ｆ２ｇを介してアクセス制御部２４にリード
要求が送信されると、アクセス制御部２４はディレクト
リメモリ２２内の情報を参照してそのデータがどの光デ
ィスクのどのブロックに入っているかを判断し、ステッ
プ４１に示すように、リード領域の先頭物理ブロックア
ドレスＮ１ブロック数Ｂを求める。ここで、アクセス制
御部２４は機構部１４に対して当該光ディスクをドライ
ブ１６に装着するよう指令を出すとともに、コントロー
ラ、１８に対してもデータのリードを要求する。
コントローラ１８により欠陥管理情報メモリ２０内の欠
陥管理テーブルを参照して代替処理を行なう。第５図に
代替ブロックと欠陥ブロックとの関係を示す。すなわち
、ステップ４２で、り一ド領域内に欠陥ブロックがある
がどうか判定する。
陥管理テーブルを参照して代替処理を行なう。第５図に
代替ブロックと欠陥ブロックとの関係を示す。すなわち
、ステップ４２で、り一ド領域内に欠陥ブロックがある
がどうか判定する。
欠陥ブロックが存在しなければ、ステップ４３に示すよ
うに、当該リード領域内のデータを読む。
うに、当該リード領域内のデータを読む。
もしも、欠陥ブロックが存在する場合は、ステップ４４
で欠陥ブロックの先頭物理ブロックアドレスＮｄ、ブロ
ック数Ｂｄ、及び代替ブロックの先頭物理ブロックアド
レスＮａを欠陥管理テーブルから読み込む。そして、ス
テップ４５でユーザ記録領域内のリード領域の先頭から
欠陥ブロックの前までの物理アドレスＮ〜（Ｎｄ−１）
のデータを読み、ステップ４６で代替ブロック領域内の
アドレスＮａ〜（Ｎａ＋Ｂｄ−１）のデータを読み、ス
テップ４７で再びユーザ記録領域内の欠陥ブロックの次
からリード領域の最後までの物理アドレスＮｄ＋Ｂｄ〜
（Ｎ＋８−１）のデータを読む。
で欠陥ブロックの先頭物理ブロックアドレスＮｄ、ブロ
ック数Ｂｄ、及び代替ブロックの先頭物理ブロックアド
レスＮａを欠陥管理テーブルから読み込む。そして、ス
テップ４５でユーザ記録領域内のリード領域の先頭から
欠陥ブロックの前までの物理アドレスＮ〜（Ｎｄ−１）
のデータを読み、ステップ４６で代替ブロック領域内の
アドレスＮａ〜（Ｎａ＋Ｂｄ−１）のデータを読み、ス
テップ４７で再びユーザ記録領域内の欠陥ブロックの次
からリード領域の最後までの物理アドレスＮｄ＋Ｂｄ〜
（Ｎ＋８−１）のデータを読む。
このように、読みだし時においても、代替処理時間、ア
クセス時間を短縮できる。
クセス時間を短縮できる。
なお、媒体の寿命時、または媒体内に残りの空き領域が
なくなった時等に機構部１４から光ディスクを取り外し
て媒体を取り替える場合も、先ず欠陥情報メモリ、ディ
レクトリメモリ等の内容を取り外そうとしている媒体に
書き込む必要がある。
なくなった時等に機構部１４から光ディスクを取り外し
て媒体を取り替える場合も、先ず欠陥情報メモリ、ディ
レクトリメモリ等の内容を取り外そうとしている媒体に
書き込む必要がある。
また、新しい構成に対して初期動作を行なう必要がある
。
。
この発明は上述した実施例に限定されずに種々変形可能
である。上述の実施例では欠陥管理情報メモリ２０、デ
ィレクトリメモリ２２はオートチェンジャ１０内に設け
たが、どちらか一方、または両方をオートチェンジャ外
部に設け、アクセス制御部２４に接続してもよい。また
、ディスクが電気的、またはソフトウェア的に密閉され
ていて、出荷後は機構部１４から光ディスクを取り外す
ことが不可能なオートチェンジャの場合は、ディスク内
の欠陥管理領域へ欠陥管理情報を書き込む必要はない。
である。上述の実施例では欠陥管理情報メモリ２０、デ
ィレクトリメモリ２２はオートチェンジャ１０内に設け
たが、どちらか一方、または両方をオートチェンジャ外
部に設け、アクセス制御部２４に接続してもよい。また
、ディスクが電気的、またはソフトウェア的に密閉され
ていて、出荷後は機構部１４から光ディスクを取り外す
ことが不可能なオートチェンジャの場合は、ディスク内
の欠陥管理領域へ欠陥管理情報を書き込む必要はない。
［発明の効果］
以上説明したようにこの発明によれば、初期時にオート
チェンジャ装置内の全記憶媒体内の欠陥管理情報を予め
読みだして記憶手段内に欠陥管理テーブルを作成してお
き、書き込み時、リード・アフタ・ライト時に新たな欠
陥ブロックが判明した場合は欠陥管理テーブルの更新を
行なっておくことにより、書き込み時、読みだし時には
媒体をドライブに装着すると同時に予め作成しておいた
欠陥管理テーブルにバづいて必要ならば代替処理を行な
うことができるので、媒体をドライブに装着する際の欠
陥トラックの代替処理、ディレクトリの構築等の前処理
に要する時間が短縮され、その結果、記憶媒体へのアク
セス時間も短縮される。このオートチェンジャを画像フ
ァイリング装置に用いれば、ファイルを開く時間が短縮
され、記録画像を早く見ることができる。
チェンジャ装置内の全記憶媒体内の欠陥管理情報を予め
読みだして記憶手段内に欠陥管理テーブルを作成してお
き、書き込み時、リード・アフタ・ライト時に新たな欠
陥ブロックが判明した場合は欠陥管理テーブルの更新を
行なっておくことにより、書き込み時、読みだし時には
媒体をドライブに装着すると同時に予め作成しておいた
欠陥管理テーブルにバづいて必要ならば代替処理を行な
うことができるので、媒体をドライブに装着する際の欠
陥トラックの代替処理、ディレクトリの構築等の前処理
に要する時間が短縮され、その結果、記憶媒体へのアク
セス時間も短縮される。このオートチェンジャを画像フ
ァイリング装置に用いれば、ファイルを開く時間が短縮
され、記録画像を早く見ることができる。
第１図はこの発明によるオートチェンジャ装置の一実施
例を含む光デイスクファイリング装置の全体のブロック
図、第２図は光ディスクのデータフォーマットを示す図
、第３図は欠陥管理テーブルを示す図、第４図は読みだ
し時の動作を示す図、第５図は代替ブロックと欠陥ブロ
ックとの関係を示す図である。 １０・・・光デイスクオートチェンジャ、１２・・・光
ディスク、１４・・・機構部、１６・・・ドライブ、１
８・・・コントローラ、２０・・・欠陥管理情報メモリ
、２２・・・ディレクトリメモリ、２４・・・アクセス
制御部、２８・・・インターフェース。
例を含む光デイスクファイリング装置の全体のブロック
図、第２図は光ディスクのデータフォーマットを示す図
、第３図は欠陥管理テーブルを示す図、第４図は読みだ
し時の動作を示す図、第５図は代替ブロックと欠陥ブロ
ックとの関係を示す図である。 １０・・・光デイスクオートチェンジャ、１２・・・光
ディスク、１４・・・機構部、１６・・・ドライブ、１
８・・・コントローラ、２０・・・欠陥管理情報メモリ
、２２・・・ディレクトリメモリ、２４・・・アクセス
制御部、２８・・・インターフェース。
Claims (4)
- （１）複数の記憶媒体のいずれかを選択的にアクセスす
る手段と、 記憶媒体の代替処理に用いられる欠陥管理情報を前記記
憶媒体以外で記憶する手段と、 記憶媒体へのアクセスに先立って前記複数の記憶媒体か
ら読みだした初期欠陥ブロックに関する情報を前記記憶
手段に欠陥管理情報として書き込む手段と、 記憶媒体へのアクセス時に判明した欠陥ブロックに関す
る情報を前記記憶手段に書き込み前期欠陥管理情報を更
新する手段とを具備する記憶媒体のオートチェンジャ装
置。 - （２）複数の記憶媒体のいずれかを選択的にアクセスす
る手段と、 記憶媒体への書き込み時に作成されるディレクトリ情報
を前記記憶媒体以外で記憶する手段と、記憶媒体への書
き込みの際にディレクトリ情報を更新する手段とを具備
する記憶媒体のオートチェンジャ装置。 - （３）複数の記憶媒体を交換可能にドライブに装着する
オートチェンジャと、 前記オートチェンジャをアクセスする制御手段と、 前記制御手段に接続され、記憶媒体の代替処理に用いら
れる欠陥管理情報を記憶する手段と、記憶媒体へのアク
セスに先立って前記複数の記憶媒体から読みだした初期
欠陥ブロックに関する情報を前記記憶手段に欠陥管理情
報として書き込む手段と、 記憶媒体へのアクセス時に判明した欠陥ブロックに関す
る情報を前記記憶手段に書き込み前記欠陥管理情報を更
新する手段とを具備するファイリング装置。 - （４）前記制御手段に接続され、記憶媒体へのアクセス
にあたり作成されるディレクトリ情報を記憶する手段を
さらに具備することを特徴とする請求項３に記載のファ
イリング装置。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1101909A JPH0646488B2 (ja) | 1989-04-21 | 1989-04-21 | 記憶媒体のオートチェンジャ装置 |
| US07/511,318 US5233591A (en) | 1989-04-21 | 1990-04-19 | Auto changer apparatus with a defect control memory |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1101909A JPH0646488B2 (ja) | 1989-04-21 | 1989-04-21 | 記憶媒体のオートチェンジャ装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH02281474A true JPH02281474A (ja) | 1990-11-19 |
| JPH0646488B2 JPH0646488B2 (ja) | 1994-06-15 |
Family
ID=14313039
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP1101909A Expired - Lifetime JPH0646488B2 (ja) | 1989-04-21 | 1989-04-21 | 記憶媒体のオートチェンジャ装置 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5233591A (ja) |
| JP (1) | JPH0646488B2 (ja) |
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1989
- 1989-04-21 JP JP1101909A patent/JPH0646488B2/ja not_active Expired - Lifetime
-
1990
- 1990-04-19 US US07/511,318 patent/US5233591A/en not_active Expired - Lifetime
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Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH0646488B2 (ja) | 1994-06-15 |
| US5233591A (en) | 1993-08-03 |
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