JPH07254228A

JPH07254228A - ディスクドライブ装置及びディスク

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Publication number: JPH07254228A
Application number: JP4421694A
Authority: JP
Inventors: Takeshi Funabashi; 武船橋; Tetsuji Kawashima; 哲司川嶌
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 1994-03-15
Filing date: 1994-03-15
Publication date: 1995-10-03
Anticipated expiration: 2018-12-10
Also published as: JP3477800B2

Abstract

(57)【要約】【目的】光ディスクドライブに圧縮データを記録する
際の効率的なデータの管理技術を提供する。【構成】データ圧縮エンジン１３により非損失で圧縮
された圧縮データをディスク１に記録するに際し、ホス
トコンピュータ１０から受け取った圧縮前データの論理
アドレス、すなわち、ホストコンピュータ１０が管理す
るアドレスと、ディスク１に記録される圧縮後データの
物理アドレスとを対応させた割当対応テーブルＦＡＴを
ディスク１上に記録するようにしている。これにより、
ホストコンピュータ１０から指定される論理アドレス
を、この割当対応テーブルＦＡＴの内容を参照すること
により、ＣＰＵ２１が管理するディスク１上の物理アド
レスに容易に変換することができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は、例えば、ハードディ
スクドライブ又は書き込み可能な光ディスクを有する光
ディスクドライブに適用して好適なディスクドライブ装
置及び書き込み可能な光ディスクに適用して好適なディ
スクに関する。

【０００２】

【従来の技術】データの損失を伴わない非損失のデータ
圧縮技術（エントロピーコーディング又はロスレスコー
ディングともいわれる。）は、光ディスクドライブ等の
外部記憶装置のデータ記録容量を見かけ上大きくできる
ので注目されている技術である。

【０００３】従来、このデータ圧縮の機能はホストコン
ピュータに内蔵されている。しかし、ホストコンピュー
タに、複数台のディスクドライブ（以下、単に、ドライ
ブともいう。）が接続されているシステムにおいて、ホ
ストコンピュータからそれら複数台のドライブに異なる
データを転送する際に、データ圧縮のための膨大な計算
時間が必要なことから、全てのドライブにデータの転送
を終了するまでに相当の時間を必要とする。

【０００４】言い換えれば、複数台のドライブに異なる
データを転送する際に、ホストコンピュータがデータ圧
縮の処理に専有されてしまいその他の処理を行うことが
できないという不便さがあった。また、当然のことであ
るが、データ圧縮機能を有するホストコンピュータに接
続されたドライブのみしか見かけ上のデータ記録容量を
大きくすることができない。また、圧縮データの記録さ
れたディスクを有するドライブは伸長機能を有するホス
トコンピュータでしか再生することができないという不
便さもあった。

【０００５】外部記憶装置としてのドライブにデータを
記録するに際し、まず、ホストコンピュータはそのドラ
イブ中のディスクにどの程度のデータ記録容量（データ
記憶容量、データ記録サイズ又はデータ記憶サイズとも
いう。）が残っているかを知っている必要がある。これ
から記録しようとするデータのサイズが本当に記録でき
るかどうかを予め確認しておくためである。このような
場合、例えば、ＳＣＳＩインタフェースを介在するホス
トコンピュータとドライブとの間では、イニシエータと
してのホストコンピュータからターゲットとしてのドラ
イブに対してリードキャパシティコマンドを発行する。

【０００６】ドライブにデータ圧縮機能が搭載（内蔵）
されていると仮定した場合、実際にこのドライブ内で物
理的に残っているデータの記録容量は圧縮後のデータに
対するデータ記録容量である。これに対して、ホストコ
ンピュータが知りたいのは圧縮前のデータをどの程度記
録することができるかということである。この場合、デ
ータ圧縮率がいつも一定であれば、これらの容量の関係
は１次比例的な関係でいつも同じであるので、このデー
タ圧縮率ｎ、例えば、ｎ＝２に残りの物理的なデータ記
録容量をかけたデータ記録容量を残りのデータ記録容量
としてホストコンピュータに報告すればよいので簡単で
ある。

【０００７】しかし、アナログ信号を変換したオーディ
オデータや画像データ等のデジタルデータの場合に採用
される場合のある損失のある圧縮技術、例えば、周知の
離散コサイン変換技術を利用した圧縮技術ではなく、確
実に入力データと同じデータに伸長する必要のデータを
取り扱うための非損失のデータ圧縮技術、例えば、周知
のハフマン符号化技術又はＬＺ（レンペル・チブ）符号
化技術では、圧縮率が供給されるデータの内容（例え
ば、そのデータ中に同じ用語、同じ表現等がどの程度使
用されているかというようなこと）によって異なり一定
ではない。

【０００８】したがって、非損失圧縮技術が搭載された
ドライブでは、圧縮率を予想し、この予想圧縮率と物理
的に残っているデータ記録容量に基づいて、圧縮前のデ
ータをどの程度記録することができるかをホストコンピ
ュータに報告することになる。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、実績の
圧縮率が予想圧縮率より小さかった（悪かった）場合、
記録しようとするデータをすべて記録できずに、そのデ
ータが失われてしまう可能性がある。すなわち、ホスト
コンピュータがドライブから報告された見かけのデータ
記録容量を信じてデータをホストコンピュータ中のバッ
ファに保存することなくドライブに転送した場合には、
既にドライブに転送されたデータが失われてしまう可能
性がある。

【００１０】また、ホストコンピュータ側では、データ
があくまで圧縮されていないものとして管理するが、実
際には、データは圧縮されてディスクに記録され、しか
もその圧縮率は一定にはならない。したがって、例え
ば、同サイズのファイルが連続して記録された場合、圧
縮がなければ、（ファイルのサイズ）×（ファイルの個
数）という（固定値）×（定数）といった簡単な計算を
利用して、例えば、ドライブに記録されているデータの
読み出しのアクセスの高速化を図ることができる。

【００１１】しかしながら、圧縮がある場合には、圧縮
前のもとのファイルのサイズは同一であっても、圧縮後
のファイルサイズは、通常、同一ではないので、このよ
うな簡単な計算を利用するアクセスの高速化が図れな
い。

【００１２】この発明はこのような課題を考慮してなさ
れたものであり、圧縮率が一定でないデータの効率的な
管理を可能とし、又、圧縮率が予想より小さくなった場
合にもデータを失う可能性のほとんどないディスクドラ
イブ装置を提供することを目的とする。

【００１３】また、この発明は、記録される圧縮データ
の効率的な管理を可能とするディスクを提供することを
目的とする。

【００１４】

【課題を解決するための手段】第１のこの発明は、ホス
ト１０から供給される圧縮前データを非損失圧縮技術に
より圧縮データに変換するデータ圧縮手段１３と、この
圧縮データをディスク１に記録するに際し、ホスト１０
から受け取った圧縮前データの論理アドレスと、ディス
ク１に記録される圧縮後データの物理アドレスとを対応
させた割当対応テーブルＦＡＴをディスク１上に記録す
るようにしたものである。

【００１５】第２のこの発明は、割当対応テーブルＦＡ
Ｔの内容を非圧縮データで記録しておくようにしたもの
である。

【００１６】第３のこの発明は、ドライブ本体における
予想圧縮率より実績圧縮率が小さくなった場合で、圧縮
後のデータのサイズが残りのデータ記録容量以上のとき
にのみ、この圧縮後のデータを記録するための特別の記
録エリアを予めディスク上に設けておくことようにした
ものである。

【００１７】第４のこの発明は、上記特別の記録エリア
を交替エリアとしたものである。

【００１８】第５のこの発明は、ディスクが書換可能な
ディスクであって、上記ホストからのアクセスがない場
合に、すでにディスクに記録されている圧縮データの記
録位置の整理を、上記割当対応テーブルを利用して行う
ようにしたものである。

【００１９】第６のこの発明は、ホストからディスク上
の残りのデータ記録容量の確認コマンドが発行された場
合、ディスク上の未記録データ記録容量の減少に対応し
て予想圧縮率を小さくした見かけ上のデータ記録容量を
ホストに報告するようにしたものである。

【００２０】第７のこの発明は、ホストから受け取った
圧縮前データの論理アドレスと、上記ディスクに記録さ
れる圧縮後データの物理アドレスとを対応させた割当対
応テーブルが記録されたディスクである。

【００２１】

【作用】第１のこの発明によれば、データ圧縮手段によ
り非損失で圧縮された圧縮データをディスクに記録する
に際し、ホストから受け取った圧縮前データの論理アド
レスと、ディスクに記録される圧縮後データの物理アド
レスとを対応させた割当対応テーブルを上記ディスク上
に記録するようにしている。したがって、圧縮率が一定
でない圧縮データの効率的な管理が可能になる。

【００２２】第２のこの発明によれば、割当対応テーブ
ルの内容を非圧縮データで記録しておくようにしてい
る。したがって、割当対応テーブルの内容を読み出して
から伸長する必要がないので、割当対応テーブルの内容
を短時間で理解することができる。

【００２３】第３のこの発明によれば、ドライブ本体に
おける予想圧縮率より実績圧縮率が小さくなった場合
で、圧縮後のデータのサイズが残りのデータ記録容量以
上のときにのみ、この圧縮後のデータを記録するための
特別の記録エリアを予めディスク上に設けておくことよ
うにしている。したがって、圧縮率が予想より小さい場
合にもデータを失う可能性のほとんどない。

【００２４】第４のこの発明によれば、特別の記録エリ
アを交替エリアとしている。したがって、ディスクを効
率よく使用することができる。

【００２５】第５のこの発明によれば、上記ホストから
のアクセスがない場合に、上記割当対応テーブルを利用
して、書換可能なディスクに記録されている圧縮データ
の記録位置の整理を行うようにしている。このようにす
れば、この後のアクセスの高速化が図れる。

【００２６】第６のこの発明によれば、ホストからディ
スク上の残りのデータ記録容量の確認コマンドが発行さ
れた場合、ディスク上の未記録データ記録容量の減少に
対応して予想圧縮率を小さくした見かけ上のデータ記録
容量をホストに報告するようにしている。したがって、
圧縮率が予想より小さい場合にもデータを失う可能性の
ほとんどない。

【００２７】第７のこの発明によるディスクには、ホス
トから受け取った圧縮前データの論理アドレスと、上記
ディスクに記録される圧縮後データの物理アドレスとを
対応させた割当対応テーブルが記録されている。したが
って、記録される圧縮データの効率的な管理が可能とな
る。

【００２８】

【実施例】以下、この発明の一実施例について図面を参
照して説明する。図１は、この一実施例が適用された光
ディスクドライブ１１の構成を示している。

【００２９】この光ディスクドライブ１１は、システム
コントローラであるＣＰＵ（中央処理装置）２１を有し
ている。ＣＰＵ２１が接続されているバス１２には、ホ
ストコンピュータ１０から供給された圧縮前のデータを
データ非損失の圧縮後のデータ（単に、圧縮データとも
いう）に変換するデータ圧縮（符号化）手段としての圧
縮エンジン１３と、圧縮されたデータを元にもどすデー
タ伸長（復号化）手段としての伸長エンジン１４が接続
されている。この圧縮エンジン１３と伸長エンジン１４
は、マイクロコンピュータ等で構成できる。

【００３０】なお、非損失のデータ圧縮技術自体はこの
発明とは直接関係ないので、詳しく説明しないが、圧縮
エンジン１３及び伸長エンジン１４では、例えば、ＬＺ
法による圧縮技術を用いることができる。このＬＺ法に
よる圧縮技術を簡単に説明すると、入力文字（データ）
列、例えば、よく知られた例では、「ＲＩＮＴＩＮＴＩ
Ｎ」をコードに変換する変換テーブルを利用する方式で
ある。すなわち、入力文字列を読み込み、予め辞書（以
下、基本変換テーブルともいう）に登録されている、例
えば、アルファベット２６文字のコードに変換する（符
号化する）一方、この基本変換テーブルに登録されてい
ない文字列を新たな辞書（以下、作成変換テーブルとも
いう）を作成して登録していく方法であり、この作成変
換テーブルを更新しかつ利用しながら入力文字列を圧縮
するとともに、伸長の際、言い換えれば、復号化の際
に、圧縮文字列から作成変換テーブルを作成しながら圧
縮文字を伸長する方式である。

【００３１】ＲＯＭ（読み出し専用メモリ）２３には、
システムコントロール用等のソフトウェアプログラムが
記録保持されている。ＲＡＭ（ランダムアクセスメモ
リ）２２はＣＰＵ２１のワーク用ＲＡＭである。なお、
圧縮エンジン１３及び伸長エンジン１４のワーク用ＲＡ
Ｍとしても使用される。

【００３２】ホストコンピュータ１０から発行されたコ
マンドは、ＳＣＳＩインタフェース等のホストインタフ
ェース２０、バッファコントローラ２４及びバス１２を
通じてＣＰＵ２１に送られる。

【００３３】ＣＰＵ２１は、このコマンドに対応した処
理を行う。コマンドとしては、例えば、光ディスクドラ
イブ１１中の光ディスク（以下、単にディスクともい
う）１にどの程度の記録容量が残っているのかを確認す
るためのリードキャパシティコマンド、ディスク１を初
期化するためのディスクサーティファイコマンド、周知
のリードコマンド、ライトコマンド、ライト＆（アン
ド）ベリファイコマンド等がある。

【００３４】ディスク１の構成及び光ディスクドライブ
１１の全体的な説明をするために、ホストコンピュータ
１０からディスクサーティファイコマンドが供給された
場合を例として説明する。なお、ディスクサーティファ
イコマンドによるディスクフォーマットの際には圧縮エ
ンジン１３及び伸長エンジン１４は何も動作しない。

【００３５】ディスクサーティファイコマンドを受け取
ったＣＰＵ２１は、ディスクサーティファイ処理を行う
ためのデータをＲＯＭ２３から読み出し、バッファコン
トローラ２４を通じてデータバッファ２５に書き込む。

【００３６】図２は、ディスク１のディスクフォーマッ
ト例を示している。半径方向外側（最外周側）から内側
（最内周側）に向かってトラック番号（トラックアドレ
ス）「０」〜「９９９９」の１万個のトラックが存在し
ている。なお、以下の説明において、必要に応じてトラ
ック番号「○」を単にトラック「○」またはトラックア
ドレス「○」ともいう。

【００３７】トラック０〜トラック２及びトラック９９
４８〜トラック９９９９は光ディスクドライブ１１のＣ
ＰＵ２１によってのみ管理されるトラックである。その
中、トラック９９４８〜トラック９９９６は後に説明す
るように交替エリアＡＥであり、トラック０〜トラック
２及びトラック９９９７〜９９９９は光ディスクドライ
ブ１１が管理するという意味でドライブエリアＤＥとい
い、残りのトラック３〜トラック９９４７はユーザエリ
アＵＥである。

【００３８】ドライブエリアＤＥは、好ましくは非圧縮
のデータで記録される。後に説明するように、リード又
はライト等の処理に対するアクセスの高速化のためであ
る。なお、ユーザエリアＵＥ及び交替エリアＡＥには、
圧縮エンジン１３で圧縮された圧縮データが記録され
る。

【００３９】各トラックは、物理セクタ番号「０」〜
「２４」のセクタ（必要に応じて物理セクタ０〜２４又
は前後の関係から意味が明白な場合には単にセクタ０〜
２４ともいう。またセクタアドレスともいう。）を有し
ている。１つのセクタのメモリ容量（データ記録容量）
は２０４８Ｂ（バイト）である。なお、この実施例で
は、ホストコンピュータ１０は、１００個のセクタ単位
でデータを記録し、又は読み出すようになっている。こ
の意味でこの１００個のセクタ分の記録単位、データ記
録容量としては、１００個×２ｋＢ＝２００ｋＢをブロ
ックデータという。

【００４０】すなわち、この実施例において、ホストコ
ンピュータ１０は、この１００個のセクタからなる２０
０ｋＢのブロックデータ単位でデータを管理するように
なっている。この場合、ホストコンピュータ１０は、ユ
ーザエリアＵＥのトラック３のセクタ０をブロックデー
タの先頭アドレス１番として管理し、以下、１００セク
タ毎に、それぞれの先頭アドレスをセクタアドレス１０
１、２０１、……として順に管理することになる。ただ
し、実際上、ユーザエリアＵＥに記録されているデータ
は圧縮データであるので、ホストコンピュータ１０が管
理するブロックデータのアドレスとディスク１上のアド
レスとが一意的に対応しなくなる。この意味で、ホスト
コンピュータ１０が管理するアドレスを論理アドレス
（論理セクタアドレス）、光ディスクドライブ１１が管
理するアドレスを物理アドレス（物理セクタアドレス）
という。圧縮前のブロックデータの論理アドレスと圧縮
データのブロックデータの物理アドレスの対応関係を容
易に管理することができるようにすることがこの発明の
一つの目的である。

【００４１】再び図２において、トラック０のセクタ
０、トラック１のセクタ１２、トラック９９９７のセク
タ０及びトラック９９９９のセクタ１２はＤＤＳ（ディ
スクディフィニションストラクチュア）セクタ＃０〜＃
３である。トラック０のセクタ１、トラック１のセクタ
１３、トラック９９９７のセクタ１及びトラック９９９
８のセクタ１３は、ディスクサーティファイ時における
デフェクトセクタ（欠陥セクタ又はエラーセクタともい
う。）の情報を記録しておくＰＤＬ（プライマリーデフ
ェクトリスト）セクタ＃０〜＃３である。トラック０の
セクタ２、トラック１のセクタ１４、トラック９９９７
のセクタ２及びトラック９９９８のセクタ１４は、ディ
スクサーティファイ時以降における、例えば、ライト＆
ベリファイ時におけるデフェクトセクタの情報を記録し
ておくＳＤＬ（セカンダリーデフェクトリスト）セクタ
＃０〜＃３である。

【００４２】そこで、ディスクサーティファイコマンド
を受け取ったＣＰＵ２１は、サーボコントローラ２７に
対して、ユーザエリアＵＥのトラック３のセクタ０から
一定セクタ分までの試しの書き込み指示を行うと同時
に、そのディスクサーティファイを行うためのデータを
データバッファ２５からバッファコントローラ２４を通
じてドライブインタフェース２６に送りだす指示を行
う。そして、同時にドライブインタフェース２６にも光
ピックアップ２９を通じてのディスク１への書き込み指
示を行う。

【００４３】なお、一定セクタ分は、この実施例では、
ホストコンピュータ１０が、１００個のセクタ単位のブ
ロックデータを管理するようになっているので、この１
００個のセクタ分の記録単位を一定セクタとしてもよ
い。

【００４４】そして、図示しないスピンドルモータによ
り回転されるディスク１の上記対象トラック（トラック
３のセクタ０から一定セクタ分）にリニアモータ１７を
通じて光ピックアップ２９と図示しない磁気ヘッドを移
動させることで、レーザ光Ｌと磁気ヘッドからの磁界の
相互作用（周知技術）により、上記一定セクタ分に対す
る書き込みが終了する。

【００４５】その書き込みが終了した時点で、ＣＰＵ２
１は、データの流れとしては逆方向になる（ディスク１
からデータバッファ２５への流れ）リードコマンドをト
ラック３のセクタ０から上記一定セクタ分について、バ
ッファコントローラ２４、ドライブインタフェース２６
及びサーボコントローラ２７に指示する。

【００４６】このリードコマンドに基づくリードの結
果、それら一定セクタ分すべてが正常セクタであれば、
それら一定セクタ分の次のセクタからまた一定セクタ分
のライトとリードを行う。このようにしてリードとライ
トを繰り返し、最終セクタ（交替エリアＡＥのトラック
９９９６のセクタ２４）まで行う。もし、リード／ライ
ト中、途中でリードエラーが発見された場合には、その
エラーセクタに対して代替されるセクタを交替エリアＡ
Ｅ中のトラック９９４８のセクタ０から順に割当て、そ
の割当情報をＰＤＬセクタ＃１に書き込み登録を行う。
交替エリアＡＥにデフェクトセクタに記録しようとした
圧縮データが記録される。そして、このディスクサーテ
ィファイの後に上記エラーセクタに対するアクセスが発
生した場合には、このＰＤＬセクタ＃１を参照し、交替
セクタにアクセスするようにする。

【００４７】ＣＰＵ２１は、ディスク１のユーザエリア
ＵＥと交替エリアＡＥ中の全てのセクタをチェックした
時点で、トラック０、１及びトラック９９９７、９９９
８のＤＤＳセクタ＃０〜＃３、ＰＤＬセクタ＃０〜＃３
及びＳＤＬセクタ＃０〜＃３にそれぞれ同一の情報を書
き込む（ＤＤＳセクタ＃０〜＃３の内容が同一、ＰＤＬ
セクタ＃０〜＃３の内容が同一及びＳＤＬセクタ＃０〜
＃３の内容が同一の意）。なお、この時点、すなわち、
ディスクサーティファイ処理時点では、ＳＤＬセクタ＃
０〜＃３にはデフェクトセクタの情報は書き込まれな
い。

【００４８】このように同一のデータを４箇所に書き込
むようにしているのは、これらＤＤＳセクタ＃０〜＃
３、ＰＤＬセクタ＃０〜＃３及びＳＤＬセクタ＃０〜＃
３に記録されるデータのバックアップ（バックアップコ
ピー：データを不慮の事故で損失しないように、同一の
ものを不揮発性メモリ（この場合、ＭＯディスクである
ディスク１）にコピーしておくこと）のためである。

【００４９】以上でディスクサーティファイ動作が終了
する。

【００５０】図３は、ＤＤＳセクタ内の割当内容の一部
を示している。バイト番号０、１の先頭の２バイトは、
その内容がＤＤＳセクタのＩＤ（識別部）を示すもので
あり、その２バイトには「０Ａ：ＢＣＤの１６進表現」
が記録されている。バイト番号２、２０４７等は予備
（未定義）であり、「００」が記録されている。バイト
番号３には、ディスクサーティファイが行われたかどう
かが記録され、既に済んでいる場合には、「０１」が記
録され、未だ行われていない場合には、「０２」が記録
される。したがって、ディスクサーティファイ動作の終
了時点で、ＤＤＳセクタのバイト番号３の記録データ
が、「０２」から「０１」に書き換えられることにな
る。

【００５１】バイト番号Ｐ、Ｐ＋１、……、Ｐ＋Ｑに
は、その記録データ欄に、ホストコンピュータ１０から
受け取った圧縮前データの論理アドレスと、ディスク１
のユーザエリアＵＥ及び交替エリアＡＥに記録される圧
縮データの物理アドレスとを対応させて記録するための
割当対応テーブルＦＡＴが配される。この割当対応テー
ブルへのデータの記録は、上記したように非圧縮データ
で記録するようになっている。

【００５２】次にこの実施例の要部動作について、ＲＯ
Ｍ２３に記録保持されている記録手順のプログラムのフ
ローチャート、読み出し手順のフローチャート及びＤＤ
Ｓセクタの割当対応テーブルＦＡＴの例をも参照して説
明する。

【００５３】図４は、記録手順の説明に供されるフロー
チャートである。図５は、読み出し手順の説明に供され
るフローチャートである。図６は、割当対応テーブルＦ
ＡＴの例である。

【００５４】図４に示す記録手順の説明において、上述
したディスクサーティファイ処理は終了しているものと
する。したがって、光ディスクドライブ１１が電源オン
されたときに（ステップＳ１）、ドライブエリアＤＥ中
のＤＤＳセクタ＃０〜＃３、ＰＤＬセクタ＃０〜３及び
ＳＤＬセクタ＃０〜＃３の内容がＲＡＭ２２に読み込ま
れる（ステップＳ２）。これによって、以降ＲＡＭ２２
はこれらの読み込み内容についてのキャッシュメモリと
して機能する。

【００５５】次に、ホストコンピュータ１１から記録要
求、すなわちライトコマンドが発行される（ステップＳ
３）。次に、ホストコンピュータ１１が管理する論理セ
クタアドレスとしてのブロックデータの先頭アドレス４
９０１（図６参照）からブロックデータの終了アドレス
５１００までの２００セクタ分の２つのブロックデータ
（圧縮前のデータ）からなる一纏まりのデータがそのホ
ストコンピュータ１０から光ディスクドライブ１１のデ
ータバッファ２５に転送される。この一纏まりのデータ
はこれからホストコンピュータ１１がディスク１に記録
しようとするデータである。

【００５６】なお、この実施例で１ブロックデータの大
きさは、上述したように、１００セクタ分のデータであ
るので、１００セクタ×２ｋＢ＝２００ｋＢである。し
たがって、ＦＡＴ割当対応テーブル上のホストへのデー
タ管理情報欄のブロックデータの先頭アドレス欄（先頭
論理アドレス欄）ａ、ｃには、ａ＝４９０１、ｃ＝５０
０１のブロックデータの先頭アドレスが書き込まれ、ブ
ロックデータの終わりアドレス欄ｂ、ｄにはそれぞれｂ
＝５０００、ｄ＝５１００のブロックデータの終了アド
レスが書き込まれる。なお、この時点で、この論理アド
レスは、ディスク１のＤＤＳセクタに書き込まれるわけ
ではなく、それが読み出されているＲＡＭ２２中のＤＤ
Ｓセクタ中の割当対応テーブルＦＡＴに書き込まれる。
割当対応テーブルＦＡＴが記録されたＲＡＭ２２はいわ
ゆるキャッシュメモリとして使用されるわけである。

【００５７】次に、この一纏まりの２つのブロックデー
タを１ブロック毎に圧縮エンジン１３で圧縮する（ステ
ップＳ４）。この場合、それぞれのブロックデータが圧
縮比ｎ＝２の約２倍に圧縮されたとする。

【００５８】このステップＳ２により圧縮後のデータの
大きさが特定できる。この場合、それぞれ５０セクタ分
でそれぞれ１００ｋＢ分のデータであることになる。

【００５９】次に、この圧縮データの記録できる現在空
いている記録エリアを割当対応テーブルＦＡＴから捜す
（ステップＳ５）。なお、ディスク１の使用状況（空き
情報）は割当対応テーブルＦＡＴ以外のＤＤＳセクタ上
の他の場所で管理してもよいことはいうまでもない。こ
こでは、ディスク１上でのデータ管理情報の欄の使用状
況、すなわち、図６中、ディスク１上でのデータ管理情
報欄の記録済み物理アドレスから物理セクタ２００１〜
２０５０までの５０セクタ及び物理セクタ３５６１〜４
１１０までの５０セクタが未記録領域であったものとす
る。

【００６０】そこで、圧縮後のデータをディスク１上の
ユーザエリアＵＥ中のこれらのセクタに記録する（ステ
ップＳ６）。

【００６１】この場合、ＲＡＭ２２上の割当テーブルＦ
ＡＴの欄ｅと欄ｆに示す物理セクタ２００１〜２０５０
及び欄ｈと欄ｉに示す物理セクタ３５６１〜４１１０ま
での１００セクタのデータはもともと一纏まりのデータ
であるので、割当対応テーブルＦＡＴ内のリンク情報欄
ｇにセクタ２０５０の次のデータがセクタ３５６１に記
録されていることを示すリンクセクタ情報「３５６１」
を書き込んでおく。また、その一纏まりのデータの終わ
りを示す意味でリンクセクタ情報として「ＦＦ」をブロ
ックデータの終わりのセクタアドレス４１１０の次のリ
ンクセクタ情報欄ｊに記録しておく。このようにして、
ＲＡＭ２２上の割当テーブルＦＡＴが作成され又は更新
される（ステップＳ７）

【００６２】なお、欄ｋ〜欄ｏでは、ホストコンピュー
タ１０の論理アドレスとして論理セクタアドレス１００
０１〜１０１００までの１ブロックデータの圧縮された
データがディスク１上の物理セクタアドレスである物理
セクタ５００１〜５０４０までに記録されていることが
分かる。この場合、実績圧縮比ａｎはａｎ＝２．５であ
る。

【００６３】このようにして更新されたＲＡＭ２２上の
割当テーブルＦＡＴの内容がディスク１のＤＤＳセクタ
＃０〜＃３の割当テーブルＦＡＴの位置に記録される
（ステップＳ８）ことで、一連の記録手順が終了する。

【００６４】なお、図６に示した状態では、論理セクタ
アドレス４９０１〜５１００で示される一纏まりのブロ
ックデータがディスク１上では、物理セクタアドレス２
００１から始まる５０セクタ分のデータと物理セクタア
ドレス３５６１から始まる５０セクタ分のデータにディ
スク１上の位置が分割されて記録されている。

【００６５】このようにデータがディスク１上の相互に
離れた位置に分割されて記録されていると、ディスク１
からのデータの読み出しの際にシーク時間が余分にかか
り、結果としてアクセス時間が長くなってしまう。

【００６６】そこで、ＣＰＵ２１は、ホストコンピュー
タ１０からのアクセスがないときに、割当対応テーブル
ＦＡＴを参照して、このように、分割されて記録されて
いるブロックデータの記録位置の整理を行うようにす
る。具体的には、例えば、物理セクタアドレス２０５１
〜２１００が空いた場合には、そのアドレスに物理セク
タアドレス３５６１〜４１１０の圧縮データを移すよう
にする。また、全く、別のデータの記録位置にその圧縮
データの１００セクタ分（２００１〜２０５０の５０セ
クタ分と３５６１〜４１１０の５０セクタ分の合計）を
移すようにしてもよい。このようにしておけば、割当対
応テーブルＦＡＴをＣＰＵ２１が見るときでもアクセス
が容易になる。すなわち、物理セクタアドレス２００１
から１００セクタ分と指定すれば、論理セクタアドレス
４９０１〜５１００に対する圧縮データの記録アドレス
を指定することができるようになるからである。

【００６７】なお、上記実施例において光ディスク１と
しては書換可能な光磁気（ＭＯ）ディスクとしている
が、磁気ディスクであるハードディスクにも適用できる
ことはもちろんである。また、追記型の１回だけ書き込
めるＷＯＲＭ（ライトワンスリードマルチプル）ディス
クに適用する場合には、全く別のデータの記録位置に移
す処理を行うことができるが、この処理を行うとデータ
の記録容量の残りが少なくなってしまうので、通常、こ
の処理は行わないが（行ってもよい。）、割当対応テー
ブルＦＡＴをディスク１に記録する技術は適用すること
ができる。

【００６８】次に、読み出しの手順について説明する。

【００６９】光ディスクドライブ１１の電源がオン状態
にされたときに（ステップＳ１１）、ＤＤＳセクタ＃０
〜＃３、ＰＤＬセクタ＃０〜＃３及びＳＤＬセクタ＃０
〜＃３がＲＡＭ２２中に読み込まれる。したがって、こ
のとき、割当対応テーブルＦＡＴもＲＡＭ２２中に読み
込まれることになる（ステップＳ１２）。

【００７０】次に、ホストコンピュータ１０から読み出
し要求、すなわち、リードコマンドが発行された場合に
は（ステップＳ１３）、ＲＡＭ２２内の割当対応テーブ
ルＦＡＴを参照して（ステップＳ１４）、その割当テー
ブルＦＡＴにより読み出し要求に係る論理アドレスを物
理アドレスに変換する（ステップＳ１５）。

【００７１】具体的に説明する。ホストコンピュータ１
０が管理する論理セクタアドレス４９０１から２００セ
クタ分の一纏まりのデータのリードコマンドが発行され
た場合に、ＣＰＵ２１はＲＡＭ２２内の割当対応テーブ
ルＦＡＴを参照して、その論理セクタアドレス４９０１
から２００セクタ分の一纏まりのデータの論理アドレス
を、ディスク１上に記録されている物理セクタアドレス
２００１から５０セクタ分及び物理セクタアドレス３５
６１から５０セクタ分を表す物理アドレスに変換する。

【００７２】そして、この物理アドレスに基づいて、ま
ず、ディスク１の物理セクタアドレス２００１から５０
セクタ分に記録されている圧縮データを光ピックアップ
２９で読み出し、それを伸長エンジン１４により圧縮デ
ータを伸長する。伸長データ、言い換えれば、圧縮前の
データに対応するデータを、一旦、データバッファ２５
に格納する。次に、残りの物理セクタアドレス３５５６
１から５０セクタ分の圧縮データを同様に伸長してデー
タバッファ２５に格納する（ステップＳ１６、Ｓ１
７）。

【００７３】このデータバッファ２５に格納した圧縮前
データに対応するデータを一纏まりのデータとしてバッ
ファコントローラ２４、ホストインタフェース２０を通
じてホストコンピュータ１０に転送する（ステップＳ１
８）。以上で読み出しの手順が終了する。

【００７４】次に他の実施例について説明する。

【００７５】ホストコンピュータ１０からディスク１上
の残りのデータ記録容量を確認するリードキャパシティ
コマンドが発行された場合、通常、ＣＰＵ２１は、予め
分かっているユーザエリアＵＥの全データ記録サイズ
｛これは、例えば、プリピットとしでディスク１上の適
当なエリアに予め記録されているデータ（ユーザエリア
ＵＥのトラック数とトラック当たりのセクタ数）から算
出できる。｝からＲＡＭ２２中の割当対応テーブルＦＡ
Ｔのディスク上でのデータ管理情報欄を参照した使用済
み物理セクタアドレスを差し引くことにより、残りの、
言い換えれば、未記録の物理データ記録容量（Ｘ［ｋ
Ｂ］とし、以下、単にＸｋＢとする。）を算出すること
ができる。

【００７６】そして、予想圧縮率ｎｆ×残りの物理デー
タ記録容量Ｘ＝残りの論理データ記録容量Ｙ、の計算を
行って、計算結果の残りの論理データ記録容量ＹをＹ＝
ｎｆ・ＸｋＢとしてホストコンピュータ１０に知らせ
る。

【００７７】これにより、ホストコンピュータ１０は、
現時点では、最大限、この残りの論理データ記録容量Ｙ
分のデータをディスク１に記録することができると認識
できる。この実施例では、予想圧縮率ｎｆはｎｆ＝２と
されている。

【００７８】しかしながら、非損失型のデータ圧縮技術
においては、データ圧縮率は一定ではなく、圧縮した後
でなければ正確なデータ圧縮率が判明しないため、（ｎ
ｆ・Ｘ＝Ｙ）でディスク１上の残りのデータ記録容量を
管理していた場合、ホストコンピュータ１０が、例え
ば、残りの最大限の圧縮前のデータＹと同容量（同サイ
ズ）のデータを光ディスクドライブ１１に転送してきた
場合、このデータの実績圧縮率ａｆが予想圧縮率ｎｆ未
満の値であった場合には、転送されてきた圧縮前のデー
タの全てをディスク１に記録することができなくなると
いう事態が発生する。

【００７９】そこで、これを回避するために、予想圧縮
率ｎｆより実績圧縮率ａｆが小さくなった場合で、圧縮
後のデータのサイズが残りの物理的なデータ記録容量Ｘ
以上のときに、この圧縮後にあふれてしまうデータを記
録するための特別の記録エリアを予めディスク１上に設
けておく。この特別の記録エリアは、例えば、ユーザエ
リアＵＥの最後トラック９９４７のセクタ２４から前に
１００セクタ分もどった記録エリアとする。この１００
セクタ分は、ＣＰＵ１が残りの論理データ記録容量Ｙを
計算するときに残りの物理データ記録容量Ｘから差し引
いておく、ホストコンピュータ１０には、隠しておく記
録エリア（容量）である。

【００８０】なお、通常、交替エリアＡＥは、ユーザエ
リアＵＥが全て使用された場合においても、なお、十分
にエリアが残っているように設計されているので、上記
隠しておく記録エリアをこの余っている交替エリアＡＥ
としてもよい。このようにすれば、ユーザエリアＵＥの
記録容量が小さくなることがなくなる。

【００８１】また、転送されてきた圧縮前のデータＹの
全てをディスク１に記録することができなくなるという
事態を回避するための他の技術として、ホストコンピュ
ータ１０からリードキャパシティのコマンドが発行され
た場合、ディスク１上の物理的な未記録データ記録容量
の減少に対応して予想圧縮率ｎｆを小さくした見かけ上
の論理データ記録容量をホストコンピュータ１０に報告
するようにしてもよい。

【００８２】図７は、これを説明するために描いたもの
で、物理的な未記録データ容量Ｙが最大記録容量から一
定値までは予想圧縮率ｎｆをｎｆ＝２とし、その一定値
から物理的な未記録データ容量０に向かって予想圧縮率
ｎｆを徐々に小さくするようにしている。例えば、物理
的な未記録データ容量Ｙが１０ＭＢ残っている場合に
は、ホストコンピュータ１０に対して２０ＭＢ残ってい
ると報告するが、１ＭＢしか残っていない場合には、
１．５ＭＢ残っていると報告することが考えられる。こ
のようにすれば、ホストコンピュータ１０から残りの未
記録データ容量Ｙの最大限のデータが送られた場合にも
圧縮後のデータが光ディスクドライブ１１からあふれて
しまう確率を小さくすることができる。

【００８３】なお、予想圧縮率ｎｆの値は、実績圧縮率
ａｆを記憶しておいて、次回のアクセスの際にはこの記
憶しておいた実績圧縮率ａｆに置き換えてもよいことは
勿論である。その意味で予想圧縮率ｎｆについてもディ
スク１のＤＤＳセクタに記録しておいてこれを更新する
ように制御してもよい。

【００８４】なお、この発明は上記の実施例に限らずこ
の発明の要旨を逸脱することなく種々の構成を採り得る
ことはもちろんである。

【００８５】

【発明の効果】以上説明したように、第１のこの発明に
よれば、データ圧縮手段により非損失で圧縮された圧縮
データをディスクに記録するに際し、ホストから受け取
った圧縮前データの論理アドレスと、ディスクに記録さ
れる圧縮後データの物理アドレスとを対応させた割当対
応テーブルを上記ディスク上に記録するようにしてい
る。これにより、ホストコンピュータからの論理アドレ
スを、この割当対応テーブルの内容を参照することによ
り、ディスクドライブが管理するディスク上の物理アド
レスに容易に変換することができる。したがって、ディ
スクドライブ上でのデータ圧縮機能が効率的に運用でき
るようになり、かつデータ圧縮率が一定でない圧縮デー
タの効率的な管理が可能になるという効果が達成され
る。

【００８６】第２のこの発明によれば、割当対応テーブ
ルの内容を非圧縮データで記録しておくようにしてい
る。したがって、割当対応テーブルの内容を読み出して
短時間で理解することができる。言い換えれば、アクセ
スの高速化に資することができるという効果が得られ
る。

【００８７】第３のこの発明によれば、ドライブ本体に
おける予想圧縮率より実績圧縮率が小さくなった場合
で、圧縮後のデータのサイズが残りのデータ記録容量以
上のときにのみ、この圧縮後のデータを記録するための
特別の記録エリアを予めディスク上に設けておくように
している。したがって、圧縮率が予想より小さい場合に
もデータを失う可能性がほとんどないという効果が得ら
れる。

【００８８】第４のこの発明によれば、上記特別の記録
エリアを交替エリアとしている。したがって、ディスク
を効率よく使用することができるという効果が達成され
る。

【００８９】第５のこの発明によれば、上記ホストから
のアクセスがない場合に、上記割当対応テーブルを利用
して、書換可能なディスクに記録されている圧縮データ
の記録位置の整理を行うようにしている。このようにす
れば、この後のアクセスの高速化が図れるという効果が
得られる。

【００９０】第６のこの発明によれば、ホストからディ
スク上の残りのデータ記録容量の確認コマンドが発行さ
れた場合、ディスク上の未記録データ記録容量の減少に
対応して予想圧縮率を小さくした見かけ上のデータ記録
容量をホストに報告するようにしている。したがって、
圧縮率が予想より小さい場合にもデータを失う可能性が
ほとんどないという効果が得られる。

【００９１】第７のこの発明によるディスクには、ホス
トから受け取った圧縮前データの論理アドレスと、上記
ディスクに記録される圧縮後データの物理アドレスとを
対応させた割当対応テーブルが記録されている。したが
って、記録される圧縮データの効率的な管理が可能とな
るという効果が得られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明の一実施例の構成を示すブロック図で
ある。

【図２】ディスクの記録フォーマットの例を示す線図で
ある。

【図３】ＤＤＳセクタの記録内容の説明に供される線図
である。

【図４】割当対応テーブルの作成の説明に供されるフロ
ーチャートである。

【図５】割当対応テーブルの使用の説明に供されるフロ
ーチャートである。

【図６】割当対応テーブルの内容を示す線図である。

【図７】他の実施例の動作説明に供される線図である。

【符号の説明】

１光ディスク１０ホストコンピュータ１１光ディスクドライブ１３圧縮エンジン１４伸長エンジンＦＡＴ割当対応テーブル

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ホストから供給される圧縮前データを非
損失圧縮技術により圧縮データに変換するデータ圧縮手
段と、この圧縮データをディスクに記録するに際し、上記ホス
トから受け取った圧縮前データの論理アドレスと、上記
ディスクに記録される圧縮後データの物理アドレスとを
対応させた割当対応テーブルを上記ディスク上に記録す
るようにしたことを特徴とするディスクドライブ装置。
【請求項２】上記割当対応テーブルの内容は非圧縮デ
ータで記録しておくことを特徴とする請求項１記載のデ
ィスクドライブ装置。
【請求項３】ドライブ本体における予想圧縮率より実
績圧縮率が小さくなった場合で、圧縮後のデータのサイ
ズが残りのデータ記録容量以上のときにのみ、この圧縮
後のデータを記録するための特別の記録エリアを予めデ
ィスク上に設けておくことを特徴とする請求項１又は請
求項２に記載のディスクドライブ装置。
【請求項４】上記特別の記録エリアを交替エリアとし
たことを特徴とする請求項３記載のディスクドライブ装
置。
【請求項５】ディスクが書換可能なディスクであっ
て、上記ホストからのアクセスがない場合に、すでにデ
ィスクに記録されている圧縮データの記録位置の整理
を、上記割当対応テーブルを利用して行うようにしたこ
とを特徴とする請求項１〜４のいずれか１項に記載のデ
ィスクドライブ装置。
【請求項６】ホストからディスク上の残りのデータ記
録容量の確認コマンドが発行された場合、ディスク上の
未記録データ記録容量の減少に対応して予想圧縮率を小
さくした見かけ上のデータ記録容量をホストに報告する
ようにしたことを特徴とする請求項１〜５のいずれか１
項に記載のディスクドライブ装置
【請求項７】ホストから受け取った圧縮前データの論
理アドレスと、ディスクに記録される圧縮後データの物
理アドレスとを対応させた割当対応テーブルが記録され
ているディスク。