JPH1064164A - 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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- JPH1064164A JPH1064164A JP8222336A JP22233696A JPH1064164A JP H1064164 A JPH1064164 A JP H1064164A JP 8222336 A JP8222336 A JP 8222336A JP 22233696 A JP22233696 A JP 22233696A JP H1064164 A JPH1064164 A JP H1064164A
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Abstract
る。 【解決手段】新たなリードコマンドの読出し要求アドレ
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
するステップS2と、同一であれば現在読出し処理の終
了後にリードコマンドに対してメモリ10に保持したC
D−ROM格納データRDを読出データとして出力する
ステップS6と、同一でなければシーク動作を行いこの
シーク動作完了後に読出し処理を行いこの読出し処理終
了後に読出しデータを出力するステップS4とを含む。
Description
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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の実行プ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S8)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。
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。
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。
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。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
テップ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S
8)を行う。
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。
(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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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
出し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
のアドレスと現在読出し処理中の第2のアドレスとが同
一か否かを判断し、前記第1,第2のアドレスが同一で
あれば前記現在読出し処理の終了後に前記読出し要求に
対して前記一時記憶手段に保持した前記記憶データを前
記読出データとして出力し、前記第1,第2のアドレス
が同一でなければシーク動作を行いこのシーク動作完了
後に読出し処理を行いこの読出し処理終了後に前記読出
しデータを出力し、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。
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。
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。
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。
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)。
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)。
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)。
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。
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)。
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。
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)。
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。
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)。
用記憶媒体の読出し方法は、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−RO
M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。
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。
実施の形態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。
ク図である。
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。
の関係を示す説明図である。
した説明図である。
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し読
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のアドレスと現在読出
し処理中の第2のアドレスとが同一か否かを判断し、 前記第1,第2のアドレスが同一であれば前記現在読出
し処理の終了後に前記読出し要求に対して前記一時記憶
手段に保持した前記記憶データを前記読出データとして
出力し、 前記第1,第2のアドレスが同一でなければシーク動作
を行いこのシーク動作完了後に読出し処理を行いこの読
出し処理終了後に前記読出しデータを出力し、 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のアドレスの記憶データが前記
一時保存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格納され
てなければ前記第1のアドレスの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、 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
れば前記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
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) |
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