JP2003330797A - 記憶装置、記録及び／又は再生装置、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】 ＰＣデータとＡＶデータの両方にそれぞれ最
適状態で対応できるキャッシュ方式の実現。 【解決手段】 キャッシュメモリ（一時記憶手段）にお
いて情報を一時記憶する量又は一時記憶する時間を、キ
ャッシュメモリに書き込まれる情報の属性の判別結果に
より制御する。例えばＡＶデータの場合はその連続性に
より先読みの有効性が高いため先読み重視とし、これに
よってディスク等の記録媒体からの連続的な読出に基づ
くバッファ的なキャッシュ動作に適した状態とする。ま
たＰＣデータを対象とする場合はキャッシュヒットの確
率向上のためにデータ保持重視とすることで、キャッシ
ュヒット回数の増加によって応答性の向上を実現する。

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
憶装置を備えた記録及び／又は再生装置と、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】

【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することを
目的とする。

【００１２】本発明の記憶装置は、記録媒体から読み出
される情報及び／又は記録媒体に対して書き込む情報を
一時記憶する一時記憶手段と、上記情報の属性を判別す
る属性判別手段と、上記属性判別手段による判別結果に
応じて、上記情報を一時記憶する量又は一時記憶する時
間を制御する制御手段とを備える。この場合、上記属性
判別手段は、上記情報の拡張子や特徴に基づいて属性を
判別する。上記制御手段は、上記属性判別手段により連
続性が高い情報であると判別されたとき、上記情報を上
記一時記憶手段に連続的に記憶するとともに、連続する
情報を一時記憶する量を多くするように制御する。また
上記制御手段は、上記属性判別手段により連続性が低い
情報であると判別されたとき、上記情報を上記一時記憶
手段に一時記憶する時間が長くなるように制御する。上
記一時記憶手段上の領域毎に対応して、上記情報を一時
記憶する量又は一時記憶する時間を記憶する制御情報記
憶手段を更に備え、上記制御手段は、上記属性判別手段
による属性判別結果に基づいて、上記制御情報記憶手段
により対応づけられる上記一時記憶手段上の領域に、上
記情報を一時記憶させる制御を行う。上記記録媒体に記
録される情報を繰り返し読み出すと共に再生出力する再
生手段を更に備え、上記制御手段は、上記再生手段によ
る繰り返し再生が設定されたとき、上記一時記憶手段に
おける一部の領域において、上記情報を一時記憶する時
間を長く設定する。上記属性判別手段により、上記記録
媒体からの読み出しを要求された情報の連続性が検出さ
れたとき、上記制御手段は、要求されていない情報につ
いての上記記録媒体からの先読みが実行されて上記一時
記憶手段に記憶されるように制御する。上記属性判別手
段により、上記記録媒体からの読み出しを要求された情
報の量が所定以上であると検出されたとき、上記制御手
段は、要求されていない情報についての上記記録媒体か
らの先読みが実行されて上記一時記憶手段に記憶される
ように制御する。

【００１３】本発明の記録及び／又は再生装置は、記録
媒体に対して情報の書込及び／又は読出を行う書込／読
出手段と、上記書込／読出手段によって記録媒体から読
み出される情報及び／又は上記書込／読出手段によって
記録媒体に対して書き込む情報を一時記憶する一時記憶
手段と、上記情報の属性を判別する属性判別手段と、上
記属性判別手段による判別結果に応じて、上記情報を一
時記憶する量又は一時記憶する時間を制御する制御手段
とを備える。

【００１４】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
み出される情報及び／又は記録媒体に対して書き込む情
報を一時記憶する一時記憶手段と、上記情報の属性を判
別する属性判別手段と、上記属性判別手段による判別結
果に応じて、上記情報を一時記憶する量又は一時記憶す
る時間を制御する制御手段と、上記記録媒体に対する情
報の書込及び／又は読出のために、上記記録媒体に対す
るアクセス位置を示すアドレスを、上記制御手段に通知
する書込／読出要求手段とを備える。

【００１５】本発明の記憶方法は、記録媒体から読み出
される情報及び／又は記録媒体に対して書き込む情報を
一時記憶手段に一時記憶する場合において、上記情報の
属性を判別し、上記属性の判別結果に応じて、上記情報
を一時記憶する量又は一時記憶する時間を制御する。

【００１６】本発明のプログラムは、記録媒体から読み
出される情報及び／又は記録媒体に対して書き込む情報
を一時記憶手段に一時記憶する場合において、上記情報
の属性を判別し、上記属性の判別結果に応じて、上記情
報を一時記憶する量又は一時記憶する時間を制御する処
理を実行させるプログラムである。

【００１７】本発明の記録媒体は、記録媒体から読み出
される情報及び／又は記録媒体に対して書き込む情報を
一時記憶手段に一時記憶する場合において、上記情報の
属性を判別し、上記属性の判別結果に応じて、上記情報
を一時記憶する量又は一時記憶する時間を制御する処理
を実行させるプログラムを記録した記録媒体である。

【００１８】即ち本発明では、キャッシュメモリ（一時
記憶手段）を情報の属性に応じて、先読み重視の動作状
態とデータ保持重視の動作状態に切り換えられるように
するものである。例えばＡＶデータの場合はその連続性
により先読みの有効性が高いため先読み重視とし、一
方、ＰＣデータの場合はキャッシュヒットの確率向上の
ためにデータ保持重視とする。

【００１９】

【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．キャッシュ制御例＜１＞ ７．キャッシュ制御例＜２＞ ８．キャッシュ制御例＜３＞ ９．キャッシュ制御例＜４＞ １０．キャッシュ制御例＜５＞ １１．キャッシュ制御例＜６＞ １２．キャッシュ制御例＜７＞

【００２０】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。

【００２１】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。

【００２２】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。

【００２３】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。

【００２４】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。

【００２５】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。

【００２６】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。

【００２７】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。

【００２８】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。

【００２９】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。

【００３０】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。

【００３１】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。

【００３２】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。

【００３３】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。

【００３４】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。

【００３５】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。

【００３６】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。

【００３７】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。

【００３８】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。

【００３９】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。

【００４０】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。

【００４１】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。

【００４２】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。

【００４３】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。

【００４４】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。

【００４５】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。

【００４６】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。

【００４７】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。

【００４８】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。

【００４９】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。

【００５０】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。

【００５１】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。

【００５２】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。

【００５３】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。

【００５４】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。

【００５５】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。

【００５６】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。

【００５７】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。

【００５８】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。

【００５９】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。

【００６０】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。

【００６１】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。

【００６２】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。

【００６３】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。

【００６４】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。

【００６５】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。

【００６６】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。

【００６７】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。

【００６８】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。

【００６９】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。

【００７０】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。

【００７１】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。

【００７２】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。

【００７３】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。

【００７４】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。

【００７５】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。

【００７６】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。

【００７７】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)

【００７８】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。

【００７９】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。

【００８０】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。

【００８１】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。

【００８２】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。

【００８３】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。

【００８４】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。

【００８５】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。

【００８６】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。

【００８７】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。

【００８８】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。

【００８９】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。

【００９０】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。

【００９１】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。

【００９２】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。

【００９３】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。

【００９４】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。

【００９５】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。

【００９６】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。

【００９７】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。

【００９８】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。

【００９９】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。

【０１００】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。

【０１０１】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。

【０１０２】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。

【０１０３】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。

【０１０４】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。

【０１０５】なお、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（Wdata）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。

【０１０６】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。

【０１０７】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。

【０１０８】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。

【０１０９】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。

【０１１０】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。

【０１１１】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。

【０１１２】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。

【０１１３】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。

【０１１４】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。

【０１１５】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。

【０１１６】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。

【０１１７】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。

【０１１８】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。

【０１１９】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。

【０１２０】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。

【０１２１】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。

【０１２２】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。

【０１２３】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。

【０１２４】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。

【０１２５】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。

【０１２６】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。

【０１２７】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。

【０１２８】６．キャッシュ制御例＜１＞ 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。

【０１２９】そして本例では、このような効果に加え
て、キャッシュメモリ３に一時的に格納するデータの属
性に応じたキャッシュ制御を行うことで、上記効果を、
より一層向上させることができる。以下では、キャッシ
ュ制御例＜１＞〜＜７＞として、データの属性、動作、
要求状態などに応じた各種キャッシュ制御を述べてい
く。

【０１３０】まずキャッシュ制御例＜１＞は、キャッシ
ュメモリ１の保持／先読み量のバランスを、実使用状況
によって自動的に調整するものである。具体的には、デ
ータ読出要求に基づいてディスク９０から読み出すデー
タが、例えばＡＶデータのように、データ量が多く連続
性が高く先読み妥当性が極めて高いデータならば、キャ
ッシュメモリ３に占める先読み用エリアの割合を高くす
る。即ちディスク９０上の連続するデータを先読みによ
りキャッシュメモリ３に一時蓄積していく量を多くす
る。逆に、規則性を見出し予測することが困難なランダ
ムなデータの時には，先読み用エリアの割合を低くし、
過去に読み出したデータを保持するエリアの割合を高く
する。即ちキャッシュメモリに一時記憶されたデータの
記憶時間が長くなるようにするものである。

【０１３１】図１９，図２０は、それぞれ先読用エリア
の設定状態を示している。先読みとは、上述もしたよう
に、要求されたデータに連続するデータを予めディスク
９０から読み出し、キャッシュメモリ３に記憶させてお
く動作である。これによって次に、連続する続きのデー
タが要求された場合には、キャッシュヒットによりデー
タを転送できるようになる。

【０１３２】図１９は、このような先読みのためのキャ
ッシュ領域を少なく設定した状態を模式的に示してい
る。今、ポインタｃｎｔが「６Ｎ」のブロックを指定し
ており、つまり、キャッシュアドレスＣｉｄ＝４９のセ
ルが、最新の格納データであったとする。ここで先読用
エリアのサイズＰＲＳ＝３２クラスタとするとすると、
図示するようにキャッシュアドレスＣｉｄ＝５０〜８１
の領域が先読用エリアとされる。例えばこの領域につい
てキャッシュ管理データ上で登録抹消処理され、先読デ
ータが記憶されるようになる。即ちディスク９０から読
み出してキャッシュアドレスＣｉｄ＝４９に書き込んだ
続きのデータが、キャッシュアドレスＣｉｄ＝５０〜８
１の範囲に先読みにより記憶されていく。具体的には、
キャッシュタスクは、ＵＳＢタスク等から要求されたデ
ータに続けて、最大３２クラスタのデータの読出をドラ
イブタスクに要求できる状態となり、ストレージ部２の
動作としては、本来の要求されたデータの読出に連続し
て先読み分のデータの読出も実行するものとなる。つま
りディスク９０からの読出動作は本来要求されたデータ
分を越えて連続される。

【０１３３】一方、図２０は、同様にポインタｃｎｔが
「６Ｎ」のブロックを指定しており、キャッシュアドレ
スＣｉｄ＝４９のセルが、最新の格納データであったと
きに、先読用エリアのサイズＰＲＳ＝（Ｎ・Ｍ−１６）
クラスタと設定された場合である。この場合は図示する
ようにキャッシュアドレスＣｉｄ＝５０〜３３の領域が
先読用エリアとされる。つまりこの領域についてキャッ
シュ管理データ上で登録抹消処理され、先読データが記
憶されるようになる。このときキャッシュタスクは、Ｕ
ＳＢタスク等から要求されたデータに続けて、最大（Ｎ
・Ｍ−１６）クラスタのデータの読出をドライブタスク
に要求できる状態となり、ストレージ部２の動作として
は、本来の要求されたデータの読出に連続して先読み分
のデータの読出も実行し、キャッシュアドレスＣｉｄ＝
４９に書き込んだ続きのデータを、キャッシュアドレス
Ｃｉｄ＝５０〜３３の範囲に先読みにより記憶させてい
く。

【０１３４】この図１９，図２０のように先読用エリア
のサイズを可変するのは、データに応じて最適な先読み
を実行するためである。図２１にキャッシュタスクによ
る処理を示す。例えばキャッシュタスクは、キャッシュ
読出要求（リード要求）があった際には、例えば上記図
１４の手順Ｒ２１においてキャッシュアドレスＣｉｄの
算出を行うことに加えて、図２１のステップＦ２０１以
降の処理を行う。まずステップＦ２０１で要求されたデ
ータの属性を判別する。そして属性判別結果からステッ
プＦ２０２で、先読みを優先べきか、或いはデータ保存
を優先すべきかを判別し、先読み優先と判断した場合は
ステップＦ２０３に進んで、先読用エリアのサイズＰＲ
Ｓ＝ＰＲＳmaxとする。つまり図２０のように先読用エ
リアのサイズＰＲＳを最大値（例えば（Ｎ・Ｍ−１６）
クラスタ）とする。そしてステップＦ２０５で図２０の
先読用エリアの部分を登録抹消して先読用エリアとして
確保し、ステップＦ２０６でドライブタスクに対してデ
ィスク読出要求を行う（図１４の手順Ｒ２２）。このと
き、キャッシュタスクは先読用エリアに先読みデータを
書き込むべく、要求されたデータに後続する大量のデー
タの読出もドライブタスクに要求できることになる。

【０１３５】一方、属性判別結果からステップＦ２０２
でデータ保存を優先すべきかを判別した場合はステップ
Ｆ２０４に進んで、先読用エリアのサイズＰＲＳ＝ＰＲ
Ｓminとする。つまり図１９のように先読用エリアのサ
イズＰＲＳを最小値（例えば３２クラスタ）とする。そ
してステップＦ２０５で図１９の先読用エリアの部分を
登録抹消して先読用エリアとして確保し、ステップＦ２
０６でドライブタスクに対してディスク読出要求を行う
（図１４の手順Ｒ２２）。そしてこのとき、キャッシュ
タスクは先読用エリアに先読みデータを書き込むべく、
要求されたデータに後続する少量のデータの読出をドラ
イブタスクに要求することになる。

【０１３６】このように先読用エリアのサイズをデータ
の属性に応じて可変設定することにより、例えばＡＶデ
ータやＰＣデータに応じて最適なキャッシュ処理ができ
るようになる。例えばＡＶデータの場合は、次に後続の
データが要求される確率が極めて高く、即ち先読み妥当
性が高いため、先読み量を多くする図２０の設定が好適
である。一方、ＰＣデータの場合は、キャッシュヒット
の確率を高めるために、なるべくキャッシュメモリ３で
のデータ保存を行いたい（登録抹消を遅らせデータ保存
時間を長くしたい）ため、図１９のように先読み量を少
なく設定することが好適である。

【０１３７】そしてこれによって、ＡＶデータをネット
ワークからダウンロードしたり、ＡＶ機器として記録／
再生したりするときに求められる高速性能と、ＰＣデー
タ等を効率よく読み書きする汎用性能とを高いバランス
で実現することができる。また、例えばＡＶデータに対
応して先読用エリアを大きくした場合は、大量のデータ
先読みをディスク９０に対して連続して行うことがで
き、ディスクアクセスが効率化されてアクセス回数も減
るため、ディスク読出動作効率が向上し、省電効果が得
られる。さらに、ＰＣデータに対応して先読用エリアを
小さくしデータ保存を優先させた場合は、キャッシュヒ
ットの確率を高めることで実際のディスクアクセスが減
るため、これも省電効果が得られる。もちろん、どちら
の場合もキャッシュ処理の効率化も同時に実現できるた
め、キャッシュ処理速度の高速化、応答性の向上を実現
できる。

【０１３８】ところで、このような先読用エリアの設定
のためには、ステップＦ２０１として示したように、デ
ータ属性を判別するようにしている。例えばＡＶデー
タ、ＰＣデータの種別、ディスク９０上でのアドレスの
連続状態などを判別する。本例の記録再生装置１によれ
ば、読出要求に応じてＦＡＴを参照してデータの拡張子
を確認したり、オーディオデータ再生指示を検出するこ
とによりデータ属性を判別できることになる。即ちファ
イルタスクが読出対象となるデータの属性を判別でき
る。またパーソナルコンピュータ１００等からのリード
要求の場合も、ＵＳＢタスク等によりＦＡＴの確認、或
いはパーソナルコンピュータ１００からの通知される内
容により、データの属性を判別できる。

【０１３９】即ち、記録再生装置１はＦＡＴファイルシ
ステムを管理できる場合において，自身が指定するファ
イルの属性を検出することによりキャッシュメモリ３の
先読用エリア設定を切り換えることもできるし、パーソ
ナルコンピュータ１００がファイルシステムを管理する
場合において、記録再生装置１側がファイルシステムを
解析する能力を持ち、パーソナルコンピュータ１００が
読み書きしているファイルの属性（拡張子等）を特定す
ることによりキャッシュメモリ３の設定を切り換えるこ
ともできる。

【０１４０】また、パーソナルコンピュータ１００や録
再管理タスクから読出要求されるデータの連続性を検出
することによりキャッシュメモリ３の設定を切り換える
ことも可能である。例えばウインドウズ（Windows：登
録商標）のあるバージョンでは，６４ＫＢ以上のファイ
ルを読み出す時には、先読みするようなオプションもあ
るが、記録再生装置１側は、それを大きく上回る連続性
を検出するように設定してもよい。ただしファイルサイ
ズは時代とともに大きくなっていく傾向があり、この設
定は可変できるようにすることが好適である。

【０１４１】なお、上記例では先読用エリアのサイズを
２段階に切り換えるようにしたが、３段階以上に切り換
えるようにしてもよい。

【０１４２】７．キャッシュ制御例＜２＞ キャッシュ制御例＜２＞は、キャッシュ領域中に、通常
エリアとは別に、いくつかの特別エリアを設け、その特
別エリアではキャッシュ制御パラメータについて通常エ
リアとは異なる設定値を持つようにするものである。キ
ャッシュ制御パラメータとしては例えばキャッシュ管理
データに記憶される情報であり、例えばフラッシュタイ
ミング、登録抹消タイミングなどの情報である。

【０１４３】図２２に概念図を示す。図２２では、例え
ばキャッシュアドレスＣｉｄ＝０〜（ｘ−１）の範囲を
通常エリアとし、キャッシュアドレスＣｉｄ＝ｘ〜Max
の範囲を特別エリアとして設定した例を示している。こ
のような設定は図２３のキャッシュ管理データにおいて
行われる。即ち、キャッシュアドレスＣｉｄ＝０〜（ｘ
−１）の各アドレスについては、上記図１２で説明した
情報に加えて、通常エリア用のパラメータが記憶され
る。一方、キャッシュアドレスＣｉｄ＝ｘ〜Maxの各ア
ドレスについては、特別エリア用のパラメータが記憶さ
れる。これによって特別エリアと通常エリアが区別され
る。もちろんシステムコントローラ８におけるキャッシ
ュタスクは、通常エリアの範囲と特別エリアの範囲を任
意に（或いは固定的に）設定し、把握していればよい。

【０１４４】このようにキャッシュ制御パラメータの異
なる通常エリアと特別エリアが分割設定されることで、
各種データに応じて各エリアに好適なキャッシュ処理が
可能となる。例えば特別エリアは、ＦＡＴやプレイリス
トデータなど、ストレージ制御上重要な制御用のデータ
を対象として用いる。図２４にキャッシュタスクの処理
を示している。例えばキャッシュタスクは、キャッシュ
書込要求（ライト要求）又はキャッシュ読出要求（リー
ド要求）があった場合、例えば上記図１３の手順Ｗ２１
や図１４の手順Ｒ２１におけるキャッシュアドレスＣｉ
ｄの算出の際には、まず図２４の処理で通常エリアと特
別エリアのどちらを使用するかを設定する。即ち、ステ
ップＦ２５１で書込又は読出要求されたデータの属性を
判別する。そして属性判別結果からＦＡＴなどの制御用
のデータである場合は、ステップＦ２５２からＦ２５４
に進み、特別エリアを使用してキャッシュ処理を行うよ
うにする。この場合、キャッシュアドレスＣｉｄの算出
は、特別エリア内のアドレスとして算出することにな
る。例えばポインタｃｎｔの値を、図２２の特別エリア
の範囲内でカウントさせる。一方、属性判別結果からＦ
ＡＴなどの制御用のデータではないと判別された場合
は、ステップＦ２５２からＦ２５３に進み、通常エリア
を使用してキャッシュ処理を行うようにする。この場
合、キャッシュアドレスＣｉｄの算出は、通常エリア内
のアドレスとして算出することになる。例えばポインタ
ｃｎｔの値を、図２２の通常エリアの範囲内でカウント
させる。

【０１４５】このようにデータ属性に応じてエリアを使
い分けるようにすることで、データ属性に応じたフラッ
シュ処理や登録抹消処理などが可能となる。例えば特別
エリアでは通常エリアよりもフラッシュタイミングを遅
く設定しておき、この特別エリアにはＦＡＴデータが書
き込まれるようにする。パーソナルコンピュータなどで
は、ＦＡＴ等の情報を、データアクセスが完了してから
数秒後に書き込むよう設定されている場合があるが、特
別エリアのフラッシュタイミングをそれより遅く設定し
ていることによって，２回書き込みを実行してしまうと
ころを１回だけで済ませることができるなど、データに
応じた効率的な処理が可能となる。

【０１４６】また、例えばＦＡＴ等の制御データが頻繁
に読み出されるような場合、特別エリアにおいてＦＡＴ
を格納し、登録抹消を遅らせることで、ＦＡＴデータに
関しては殆どキャッシュヒットで対応できるようにもで
きる。もちろんＦＡＴデータに限らず、繰り返し要求さ
れるデータがわかっていれば、それを特別エリアを使用
して格納することも考えられる。そして、その一方で、
通常のデータに関しては通常エリアを使用できるため、
キャッシュ処理が制限されることもない。

【０１４７】なお、特別エリアのサイズに関しては固定
的に設定されてもよいが、実際の動作状況に応じて可変
設定したり、随時拡張してもよい。また、第１，第２の
特別エリアなど、それぞれキャッシュ制御パラメータの
異なる複数の特別エリアを設定し、それぞれＦＡＴデー
タ用とプレイリストデータ用の特別エリアなどとしても
よい。

【０１４８】８．キャッシュ制御例＜３＞ 次に、キャッシュ領域を越えるサイズのデータを繰返し
読むことを検出し、データ読込済みのキャッシュエリア
のある割合について、登録抹消を抑制するように設定す
るキャッシュ制御例＜３＞を説明する。

【０１４９】図２５は、例えばキャッシュ領域全体を５
ＭByteとした例であるが、このうち３ＭByteを静的キャ
ッシュエリアとして使用し、２ＭByteを動的キャッシュ
エリアとして使用する。今、ユーザーによるリピート再
生操作が行われ、例えばディスク９０から容量７ＭByte
の音楽データを繰り返し再生する場合を想定する。図２
６にディスク９０から読み出されるデータのキャッシュ
メモリ３への書込の様子を示す。当該音楽データの先頭
からのデータは、まずキャッシュメモリ３における静的
キャッシュエリアに書き込まれていく。なお、キャッシ
ュメモリ３に書き込まれたデータは、所定のレートで読
み出されて入出力処理部５に供給され、音楽再生処理さ
れる。静的キャッシュエリアは一時的に登録抹消禁止
（或いは抑制）領域として設定されるものであり、従っ
て、静的キャッシュエリアとして用いられている期間
は、一旦書き込まれたデータは保持される。

【０１５０】ディスク９０から読み出された当該音楽デ
ータの最初の３ＭByte分がキャッシュメモリ３に書き込
まれた時点で、静的キャッシュエリアは全て使用された
ことになり、続くデータは動的キャッシュエリアに書き
込まれていく。動的キャッシュエリアは２ＭByteである
ので、残りの４ＭByteの音楽データ全てを格納しきれな
いが、動的キャッシュエリアについてはリングバッファ
的に用いられることで、残りの全データのキャッシュ領
域として利用される。つまりこの動的キャッシュエリア
については、格納データを入出力処理部５に供給した
後、通常どおり随時登録抹消処理が行われるものとさ
れ、またポインタｃｎｔが動的キャッシュエリア内を巡
回するように制御されることで、リングバッファ的に用
いられる。

【０１５１】この場合、７ＭByteの音楽データについて
は、先頭から３ＭByteのデータは静的キャッシュエリア
に固定的に記憶される。そして残りの４ＭByteのデータ
については動的キャッシュエリアがリングバッファ的に
用いられてキャッシュ処理される。リピート再生につい
て考えると、このようなキャッシュ制御が行われること
で、３ＭByteのデータについては、最初に１回ディスク
９０から読み出してキャッシュメモリ３に格納しておけ
ば、それ以降毎回ディスク９０から読み出す必要は無く
なる。つまりリピート再生における２回目以降の再生の
際には、静的キャッシュエリアに格納してある３ＭByte
のデータは、単にキャッシュメモリ３から入出力処理部
５に転送し、静的キャッシュエリアに格納してない残り
の４ＭByteについてディスク９０からの読出及び動的キ
ャッシュエリアへのキャッシュ処理／入出力処理部５へ
の転送を行っていけばよい。このような動作によってキ
ャッシュ処理の効率化、ストレージ部２での電力消費の
削減を実現できる。

【０１５２】図２７は、この制御例を実行するためのキ
ャッシュタスクによる処理を示している。キャッシュタ
スクは、読出要求があった際には、ステップＦ３０１に
おいてその読出要求の内容を判別する。例えばユーザー
によるリピート再生操作に応じた読出要求であるか否か
を判別するとともに、読み出すべき全データのサイズが
キャッシュ領域全体のサイズを超えているか否かを判断
する。例えばリピート再生操作があった場合に、指定さ
れた音楽データのサイズをＦＡＴ或いはＵ−ＴＯＣ等の
管理情報を参照して確認すればよい。

【０１５３】そして、キャッシュ領域全体のサイズより
大きいデータのリピート再生であると判断された場合
は、ステップＦ３０２からＦ３０３に進み、キャッシュ
領域全体を静的キャッシュエリアと動的キャッシュエリ
アに分割設定する。またポインタｃｎｔについては、静
的キャッシュエリアの先頭からカウントを開始し、その
後動的キャッシュエリアに達しても連続してカウントを
続行させ、動的キャッシュエリアの最後尾に達したら、
動的キャッシュエリアの先頭に戻るように動作設定す
る。またステップＦ３０４では、静的キャッシュエリア
の制御パラメータとして登録抹消をリピート再生動作が
終了されるまでの間、禁止する設定を行う。或いは登録
抹消を抑制するような設定としてもよい。例えばヒット
率が高い場合は登録抹消を遅らせるようなアルゴリズム
が用いられている場合は、ヒット率を高い値に設定して
もよい。

【０１５４】このような処理が行われることで、実際の
キャッシュ動作は上述したように静的キャッシュエリア
と動的キャッシュエリアに分割され、静的キャッシュエ
リアは固定的にデータ保持を行い、動的キャッシュエリ
アをリングバッファ的に使用する動作が行われるものと
なる。なお、静的キャッシュエリアのサイズは固定的と
されていてもよいし、リピート再生の対象とされた音楽
データのサイズなどに応じて可変設定されるようにして
もよい。

【０１５５】９．キャッシュ制御例＜４＞ 以上のキャッシュ制御例＜１＞〜＜３＞は、データの属
性や動作状態などに応じてキャッシュメモリ３の使用方
式を制御する例とした。続いて説明するキャッシュ制御
例＜４＞〜＜７＞は、キャッシュメモリ３自体の使用方
式ではなく、先読みに関する制御例である。従って、上
記のキャッシュ制御例＜１＞〜＜３＞と、以降のキャッ
シュ制御例＜４＞〜＜７＞とは、組み合わせた制御を行
うことも可能である。

【０１５６】キャッシュ制御例＜４＞は、読出要求され
たデータサイズが一定値以上であれば、それに続くデー
タの先読みを行うようにするものである。例えばパーソ
ナルコンピュータ１００は、数セクターなどの単位で１
又は複数回のリード要求を行い、必要なデータを得る。
また特に音楽データなどの巨大なサイズのデータファイ
ルを要求する場合も、或る程度のデータ量で複数回に分
けたリード要求を発行する。このとき、１回のリード要
求においては、例えば１クラスタなど、比較的大きいデ
ータサイズでの読出を要求する。従って、例えばデータ
長（length）として１クラスタ以上が指定されたリード
要求の場合は、巨大データを分割して読み出すリード要
求の１つと判断することができ、その場合は、先読みを
行えば次のリード要求においてキャッシュヒットとでき
る確率は高いものとなる。

【０１５７】そこでキャッシュタスクは、リード要求が
発生し、図１４の手順Ｒ２１でキャッシュアドレスＣｉ
ｄを算出した後、手順Ｒ２２でドライブタスクに対して
ディスク読出要求を行う際に図２８のような処理を行
う。即ちステップＦ４０１で、ファイルタスク又はＵＳ
Ｂタスクから転送されてきたデータ長（length）によっ
て要求されたデータサイズを確認し、ステップＦ４０２
で、そのデータサイズが所定値Ｓｔｈ以上であるか否か
を確認する。例えば所定値Ｓｔｈ＝１クラスタ（３２セ
クター）などと設定しておく。そして、所定値Ｓｔｈ以
上でなければ、そのままステップＦ４０４に進み、ファ
イルタスク又はＵＳＢタスクから転送されてきたアドレ
ス（adrs）及びデータ長（length）に基づいてドライブ
タスクに対してディスク読出要求を行う。つまり、パー
ソナルコンピュータ１００又は録再管理タスクから要求
されたデータの読出を実行させ、先読みは行わない。

【０１５８】一方、データサイズが所定値Ｓｔｈ以上で
あった場合は、ステップＦ４０３に進み、ファイルタス
ク又はＵＳＢタスクから転送されてきたデータ長（leng
th）を、或る固定値としての先読みデータ量を加えたデ
ータ長に変更する。例えばデータ長（length）として１
クラスタが指定されていた場合、これに２クラスタ分の
先読み量を加えてをデータ長（length）＝３クラスタと
する。そしてステップＦ４０４で、アドレス（adrs）及
び変更したデータ長（length）に基づいてドライブタス
クに対してディスク読出要求を行う。つまりこの場合は
ディスク９０からの先読みが行われることになる。

【０１５９】以上の処理による動作を図２９（ａ）
（ｂ）に示す。例えば図２９（ａ）のようにキャッシュ
タスクに対してデータ長（length）＝８セクターの読出
要求があり、この８セクターが所定値Ｓｔｈ未満とされ
ていたとすると、キャッシュタスクはドライブタスクに
対して、アドレス（adrs）を先頭とする８セクターの読
出要求を行う。これに対応してドライブタスクはストレ
ージ部２に８セクターの読出を実行させ、キャッシュメ
モリ３に書き込む。キャッシュタスクは、当該８セクタ
ーのデータが書き込まれたキャッシュアドレスＣｉｄを
ファイルタスク又はＵＳＢタスク側に通知し、キャッシ
ュメモリ３からの読出を実行させる。

【０１６０】また、例えば図２９（ｂ）のようにキャッ
シュタスクに対してデータ長（length）＝１クラスタの
読出要求があり、この１クラスタが所定値Ｓｔｈ以上と
されていたとすると、キャッシュタスクはドライブタス
クに対して、アドレス（adrs）を先頭とする３クラスタ
の読出要求を行う。これに対応してドライブタスクはス
トレージ部２に、先読みデータを含む３クラスタの読出
を実行させ、キャッシュメモリ３に書き込む。キャッシ
ュタスクは、要求された１クラスタのデータが書き込ま
れたキャッシュアドレスＣｉｄをファイルタスク又はＵ
ＳＢタスク側に通知し、キャッシュメモリ３からの読出
を実行させる。

【０１６１】このような制御によれば、巨大データを分
割して読み出すリード要求と推定できる場合において先
読みを実行することになり、逆にそうでない場合は先読
みは行わない。そして先読みを行った場合は、続くリー
ド要求の際にキャッシュヒットとなる確率が高いものと
なる。即ち先読み動作を効率化できるものとなる。また
逆に要求されるデータサイズが小さいときには、大きな
連続データを対象としていないとして先読み妥当性が低
いと判断し、先読みを行わないことになる。これは、そ
れまでのキャッシュ格納データの保存を優先させるもの
ともなり、これも過去に格納したデータでのキャッシュ
ヒットの確率を高めることとなる。これらのことからキ
ャッシュメモリ３の動作を最適化できる。

【０１６２】１０．キャッシュ制御例＜５＞ キャッシュ制御例＜５＞は、上記キャッシュ制御例＜４
＞をさらに押し進めたものである。上記キャッシュ制御
例＜４＞では、例えば１クラスタ以上のデータ要求の際
に、固定的に２クラスタの先読みを行うようにした。従
って、例えば２クラスタのデータ要求があった場合も、
２クラスタの先読みを行うものとなる。ここで、リード
要求されるデータサイズが大きくなればなるほど、パー
ソナルコンピュータ１００又は録再管理タスクが読み出
そうとしているデータサイズは大きいものであると推定
できる。これはリード要求されるデータサイズが大きく
なればなるほど先読み量も多い方がよいと推定できるも
のとなる。そこで、キャッシュ制御例＜５＞では、例え
ば１クラスタ以上など、所定値Ｓｔｈ以上のデータ要求
の際に、さらにそのデータサイズに応じて段階的に先読
み量を可変するものである。

【０１６３】キャッシュタスクの処理は図３０のように
なる。なお、ステップＦ４０１，Ｆ４０２，Ｆ４０３，
Ｆ４０４は上記図２８と同様であり、この場合、ステッ
プＦ４０３の処理の前に、ステップＦ４１０でデータサ
イズに応じて先読みデータ量を設定する処理が加わるも
のとなっている。例えばリード要求の際のデータ長（le
ngth）が１クラスタ以上２クラスタ未満であれば、先読
みデータ量を２クラスタとし、リード要求の際のデータ
長（length）が２クラスタ以上であれば、先読みデータ
量を３クラスタとするなど、段階的に先読みデータ量が
多くなっていくようにする。もちろん、リード要求の際
のデータ長（length）に対する先読みデータ量をより細
かい段階で増減されるように設定してもよい。

【０１６４】このような制御により、図２９（ａ）
（ｂ）（ｃ）のような動作が行われる。図２９（ａ）
（ｂ）は上述したとおりである。そして例えば図２９
（ｃ）のようにキャッシュタスクに対してデータ長（le
ngth）＝２クラスタの読出要求があり、この２クラスタ
が所定値Ｓｔｈ以上とされていたとし、さらにこのとき
先読みデータ量が３クラスタ分と設定されたとすると、
キャッシュタスクはドライブタスクに対して、アドレス
（adrs）を先頭とする５クラスタの読出要求を行う。こ
れに対応してドライブタスクはストレージ部２に、先読
みデータを含む５クラスタの読出を実行させ、キャッシ
ュメモリ３に書き込む。キャッシュタスクは、要求され
た２クラスタのデータが書き込まれたキャッシュアドレ
スＣｉｄをファイルタスク又はＵＳＢタスク側に通知
し、キャッシュメモリ３からの読出を実行させる。

【０１６５】このような制御により、データサイズに応
じて先読み量が細かく制御され、しかもその先読み量は
キャッシュヒットの確率に基づいた適切なものとなり、
先読み動作を一層効率化できる。

【０１６６】１１．キャッシュ制御例＜６＞ キャッシュ制御例＜６＞は、パーソナルコンピュータ１
００や録再管理タスクからのリード要求を受けた際に、
データの連続性を検出ことにより先読み動作を行うよう
にするものである。

【０１６７】図３１は図１４の手順Ｒ２２の際のキャッ
シュタスクの処理を示している。ステップＦ５０１で
は、今回ファイルタスク又はＵＳＢタスクから要求され
たアドレス（adrs）を、前回の要求時のアドレス（adrs
OLD）と比較する。そして、アドレス（adrs）と前回ア
ドレス（adrsOLD）が連続していなければステップＦ５
０２からＦ５０８に進み、連続アドレスカウンタＣＣを
ゼロにリセットしてステップＦ５０６に進み、今回のア
ドレス（adrs）を、次回のリード要求時の前回アドレス
（adrsOLD）としてセットして、ステップＦ５０７でド
ライブタスクに対するディスク読出要求を行う。この場
合、ファイルタスク又はＵＳＢタスクから転送されてき
たアドレス（adrs）及びデータ長（length）に基づいて
ドライブタスクに対してディスク読出要求を行うことに
なる。つまり、パーソナルコンピュータ１００又は録再
管理タスクから要求されたデータの読出を実行させ、先
読みは行わない。

【０１６８】一方、ステップＦ５０１の比較処理で、今
回のアドレス（adrs）と前回アドレス（adrsOLD）が連
続していると判別された場合は、ステップＦ５０２から
Ｆ５０３に進み、連続アドレスカウンタＣＣをインクリ
メントする。そしてステップＦ５０４で連続アドレスカ
ウンタＣＣを所定値ＣＣｔｈと比較する。このとき、連
続アドレスカウンタＣＣが所定値ＣＣ未満であれば、ス
テップＦ５０６に進み、今回のアドレス（adrs）を、次
回のリード要求時の前回アドレス（adrsOLD）としてセ
ットして、ステップＦ５０７でドライブタスクに対する
ディスク読出要求を行う。この場合も、ファイルタスク
又はＵＳＢタスクから転送されてきたアドレス（adrs）
及びデータ長（length）に基づいてドライブタスクに対
してディスク読出要求を行うことになり、先読みは行わ
ない。

【０１６９】ステップＦ５０１の比較処理で、今回のア
ドレス（adrs）と前回アドレス（adrsOLD）が連続して
いると判別され、ステップＦ５０３で連続アドレスカウ
ンタＣＣがインクリメントされた後、ステップＦ５０４
で連続アドレスカウンタＣＣが所定値ＣＣｔｈ以上と判
断された場合はステップＦ５０５に進む。これは、所定
値ＣＣｔｈ回以上、連続したアドレスのリード要求があ
った場合である。このときステップＦ５０５では、ファ
イルタスク又はＵＳＢタスクから転送されてきたデータ
長（length）を、或る固定値としての先読みデータ量を
加えたデータ長に変更する。例えば指定されているデー
タ長（length）に８クラスタ分の先読み量を加えて値に
データ長（length）を更新する。そしてステップＦ５０
６で、今回のアドレス（adrs）を、次回のリード要求時
の前回アドレス（adrsOLD）としてセットして、ステッ
プＦ５０７でドライブタスクに対するディスク読出要求
を行う。この場合も、ファイルタスク又はＵＳＢタスク
から転送されてきたアドレス（adrs）を起点として、ス
テップＦ５０５で更新されたデータ長（length）に基づ
いてドライブタスクに対してディスク読出要求を行うこ
とになる。つまりこの場合はディスク９０からの先読み
が行われることになる。

【０１７０】このような処理において、例えば所定値Ｃ
Ｃｔｈ＝４と設定されていれば、４回以上のリード要求
について連続したアドレス（adrs）が指示された場合に
先読みが行われることになる。図３２は時点ｔ１〜ｔ４
の動作遷移として、先読みが行われる様子を示してい
る。なお、説明の簡略化のため、各時点の読出要求のデ
ータ長（length）は、全て１クラスタであるとする。

【０１７１】ｔ１時点では、ファイルタスク（又はＵＳ
Ｂタスク）からアドレス（adrs）＝１００でデータ長
（length）＝１クラスタの読出要求があったとする。キ
ャッシュタスクはこれに対応して、ドライブタスクへア
ドレス（adrs）＝１０１から１クラスタのディスク読出
要求を行う。ｔ２時点ではアドレス（adrs）＝１０１の
読出要求があったとする。この時点では、アドレス連続
が確認されるが、まだ連続アドレスカウンタＣＣが所定
値ＣＣｔｈに達していないため、ドライブタスクへのデ
ィスク読出要求はファイルタスク（又はＵＳＢタスク）
から要求されたとおりアドレス（adrs）＝１０１からの
１クラスタとなる。さらにｔ３時点ではアドレス（adr
s）＝１０２の読出要求があったとする。この時点もア
ドレス連続が確認されるが、まだ連続アドレスカウンタ
ＣＣが所定値ＣＣｔｈに達していないため、ドライブタ
スクへのディスク読出要求はファイルタスク（又はＵＳ
Ｂタスク）から要求されたとおりアドレス（adrs）＝１
０２からの１クラスタとなる。ｔ４時点ではアドレス
（adrs）＝１０３の読出要求があると、キャッシュタス
クではこの時点もアドレス連続が確認され、しかも連続
アドレスカウンタＣＣが所定値ＣＣｔｈに達する。そこ
で上記図３１のステップＦ５０５の処理で要求するデー
タ長（length）を更新する。例えば要求された１クラス
タに加えて、８クラスタ分の先読みを行うように、デー
タ長（length）＝９クラスタとする。従って、ドライブ
タスクへのディスク読出要求はファイルタスク（又はＵ
ＳＢタスク）から要求されたアドレス（adrs）＝１０３
からの１クラスタに加えて、８クラスタの先読み分を含
めた、アドレス（adrs）＝１０３〜１１１の範囲のデー
タとなる。

【０１７２】複数回のリード要求にかかるアドレス（ad
rs）が連続している場合は、そのリード要求は巨大デー
タを分割して読み出すリード要求の１つと推定できる。
従って、或る程度要求アドレスが連続した場合、その後
も後続のアドレスのデータが要求される確率が高いとし
て先読みを行うことが好適である。即ちこのように要求
アドレスの連続性を検出して先読みを行うようにするこ
とで、効率的な先読み動作が実現され、その後のキャッ
シュヒットにより応答性も向上できる。また逆に要求ア
ドレスが連続していない場合は、先読み妥当性が低いと
して先読みを行わないことは、それまでのキャッシュ格
納データの保存を優先させるものともなり、これも過去
に格納したデータでのキャッシュヒットの確率を高める
こととなる。これらのことからキャッシュメモリ３の動
作を最適化できるものとなる。

【０１７３】１２．キャッシュ制御例＜７＞ キャッシュ制御例＜７＞は、上記キャッシュ制御例＜６
＞による先読み動作をより効率化するものである。これ
は先読みを行う際に、キャッシュメモリ３の格納データ
状態から、先読み量を可変する。換言すれば、無駄な重
複先読みを行わないようにするものである。

【０１７４】図３３は図１４の手順Ｒ２２の際のキャッ
シュタスクの処理を示している。なお、ステップＦ５０
１〜５０７は、上記図３１と同様としている。この場合
は、所定回数以上のアドレス連続が検出されてステップ
Ｆ５０５で先読みのためにデータ長（length）を更新し
た後に、ステップＦ５１０〜Ｆ５１２の処理が行われる
点が、図３１と異なる。

【０１７５】即ちステップＦ５１０では、ファイルタス
ク又はＵＳＢタスクから要求されたアドレス（adrs）
と、ステップＦ５０５で更新したデータ長（length）で
示される範囲の先読みデータについて、過去に既に先読
みによってキャッシュメモリ３に格納されているデータ
が含まれているか否かを確認する。これはキャッシュ管
理データのＦＡＴクラスタ番号を参照して確認すればよ
い。そして、今回先読みしようとするデータ内に、前回
等において先読みしたデータが含まれていなければ、ス
テップＦ５１１からＦ５０６に進み、上記図３１の場合
と同様にステップＦ５０７でディスク読出要求を行う。
一方、今回先読みしようとするデータ内に、前回等にお
いて先読みしたデータが含まれている場合は、ステップ
Ｆ５１１からＦ５１２に進み、そのキャッシュ格納済の
データを、今回の先読みデータからはずすようにアドレ
ス（adrs）又は、ステップＦ５０５で更新したデータ長
（length）を修正する。そしてステップＦ５０６→Ｆ５
０７に進み、修正したアドレス（adrs）、データ長（le
ngth）によって、ドライブタスクに対するディスク読出
要求を行うようにする。

【０１７６】図３４は時点ｔ１〜ｔ１３の動作遷移とし
て、先読みが行われる様子を示している。この場合も、
各時点の読出要求のデータ長（length）は、全て１クラ
スタであるとする。

【０１７７】ｔ１〜ｔ４時点は、上記図３２と同様とし
ている。従って、時点ｔ４ではアドレス連続が確認さ
れ、しかも連続アドレスカウンタＣＣが所定値ＣＣｔｈ
に達するため、例えば要求された１クラスタに加えて、
８クラスタ分の先読みを行うようにされる。つまりキャ
ッシュタスクによるドライブタスクへのディスク読出要
求は、ファイルタスク（又はＵＳＢタスク）から要求さ
れたアドレス（adrs）＝１０３からの１クラスタに加え
て、８クラスタの先読み分を含めた、アドレス（adrs）
＝１０３〜１１１の範囲のデータとなる。

【０１７８】ｔ５時点でアドレス（adrs）＝１０４の読
出要求があると、これは先の先読みによってキャッシュ
メモリ３に格納されているためキャッシュヒットとな
る。つまり図１５で説明した動作で処理される。またこ
のときキャッシュタスクは「BUSY」状態であり、ドライ
ブタスクに対するディスク読出要求は行わないとしてい
る。ｔ６時点でアドレス（adrs）＝１０５の読出要求が
あった場合、及びｔ７時点でアドレス（adrs）＝１０６
の読出要求があった場合も、それぞれキャッシュヒット
となる。

【０１７９】ｔ８時点でアドレス（adrs）＝１０７の読
出要求があった場合もキャッシュヒットとなるが、この
ときキャッシュタスクがアドレス連続検出に基づく８ク
ラスタ分の先読みをドライブタスクに対して指示すると
すると、アドレス（adrs）＝１０７に加えて、アドレス
（adrs）＝１０８〜１１５の先読みを設定するものとな
る。つまりステップＦ５０５の処理後の時点で、アドレ
ス（adrs）＝１０７、データ長（length）＝９クラスタ
となる。ここで、ステップＦ５１０でキャッシュ内容を
確認すると、既にアドレス（adrs）＝１０７〜１１１の
データは先読みされていることがわかる。そこでステッ
プＦ５１２で、格納済のデータが除かれるように、アド
レス（adrs）＝１１２、データ長（length）＝４クラス
タと修正され、これによってドライブタスクに対するデ
ィスク読出要求が行われることになる。

【０１８０】ｔ９時点でアドレス（adrs）＝１０８の読
出要求があった場合はキャッシュヒットとなる。ｔ１０
時点でアドレス（adrs）＝１０９の読出要求があった場
合もキャッシュヒットとなる。そして、このときキャッ
シュタスクがアドレス連続検出に基づく８クラスタ分の
先読みをドライブタスクに対して指示するとすると、ア
ドレス（adrs）＝１０９に加えて、アドレス（adrs）＝
１０８〜１１５の先読みを設定する。ところが既にキャ
ッシュ格納済のデータが含まれているため、上記同様に
修正され、アドレス（adrs）＝１１６、データ長（leng
th）＝２クラスタとしてドライブタスクに対するディス
ク読出要求が行われることになる。

【０１８１】ｔ１１時点でアドレス（adrs）＝１１０の
読出要求があった場合もキャッシュヒットとなる。そし
て、このときキャッシュタスクがアドレス連続検出に基
づく８クラスタ分の先読みをドライブタスクに対して指
示するとすると、アドレス（adrs）＝１１０に加えて、
アドレス（adrs）＝１１１〜１１８の先読みを設定す
る。ところが既にキャッシュ格納済のデータが含まれて
いるため、上記同様に修正され、アドレス（adrs）＝１
１８、データ長（length）＝１クラスタとしてドライブ
タスクに対するディスク読出要求が行われることにな
る。

【０１８２】ｔ１２時点でアドレス（adrs）＝１１１の
読出要求があった場合もキャッシュヒットとなる。ま
た、この場合は、さらにアドレス連続が長く続いている
ことから、先読み量を１６クラスタとした例を示してい
る。なお、図３１，図３３の処理では示さなかったが、
先読み量を可変する処理としては、第２の所定値ＣＣｔ
ｈ２を設定しておき、連続アドレスカウンタＣＣが第２
の所定値ＣＣｔｈ２に達した際には、先読みデータ量を
１６クラスタなど、より大きな値に変更させるようにす
ればよい。

【０１８３】このｔ１２時点では、キャッシュタスクが
長期のアドレス連続の検出に基づいて１６クラスタ分の
先読みをドライブタスクに対して指示するとすると、ア
ドレス（adrs）＝１１１に加えて、アドレス（adrs）＝
１１２〜１２７の先読みを設定する。ところが既にキャ
ッシュ格納済のデータが含まれているため、上記同様に
修正され、アドレス（adrs）＝１１９、データ長（leng
th）＝９クラスタとしてドライブタスクに対するディス
ク読出要求が行われることになる。ｔ１３時点でアドレ
ス（adrs）＝１１２の読出要求があった場合もキャッシ
ュヒットとなる。

【０１８４】このような動作が行われることに、要求ア
ドレスが連続して先読み妥当性が高いときに先読みが行
われるとともに、過去の先読みを考慮してディスク９０
からの読出範囲が修正されることで、一層、効率的な先
読み動作、キャッシュ動作がが実現される。もちろん効
率的な動作により省電効果も得られる。

【０１８５】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、記録及び／又は再生装置、情報記憶システム、キャ
ッシュメモリ３に関する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、記録及び／又は再
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。

【０１８６】また本発明のプログラムは、記憶装置、記
録及び／又は再生装置、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、記録及
び／又は再生装置、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、Ｃ
Ｄ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。

【０１８７】

【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（一時記憶手段）において
情報を一時記憶する量又は一時記憶する時間を、キャッ
シュメモリに書き込まれる情報の属性の判別結果により
制御するようにしている。例えば情報の種別を示すこと
になる拡張子や、ＡＶデータ／ＰＣデータやアドレスの
連続などの特徴によって属性を判別する。これによりキ
ャッシュメモリを、ＰＣデータとＡＶデータのそれぞれ
に合わせて最適状態にできることから、ＡＶデータ等の
先読み妥当性が極めて高いデータと、ＰＣデータなどに
おいてランダムなデータの読み書きが混在する場合に、
それらを同一のキャッシュメモリで最適状態で処理する
ことができる。そしてデータの種類によってキャッシュ
制御をきめ細かくチューニングすることが可能となるこ
とは、キャッシュ処理速度の向上（処理の効率化）や省
電力効果を得ることができる。例えばＡＶデータの場合
はその連続性により先読みの有効性が高いため先読み重
視とし、これによってディスク等の記録媒体からの連続
的な読出に基づくバッファ的なキャッシュ動作に適した
状態となり、ディスクからのデータ読み出し効率の向上
及びそれによる省電力化や、要求に対する応答性の向上
を実現できる。また、ＰＣデータを対象とする場合など
はキャッシュヒットの確率向上のためにデータ保持重視
とすることで、キャッシュヒット回数の増加によって応
答性の向上を実現できる。またこれも、ディスク等の記
録媒体へのアクセス回数が減ることになるため、省電効
果が見込まれる。

【０１８８】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】実施の形態のキャッシュ制御例＜１＞の説明
図である。

【図２０】実施の形態のキャッシュ制御例＜１＞の説明
図である。

【図２１】実施の形態のキャッシュ制御例＜１＞の処理
のフローチャートである。

【図２２】実施の形態のキャッシュ制御例＜２＞の説明
図である。

【図２３】実施の形態のキャッシュ制御例＜２＞のキャ
ッシュ管理データの説明図である。

【図２４】実施の形態のキャッシュ制御例＜２＞の処理
のフローチャートである。

【図２５】実施の形態のキャッシュ制御例＜３＞の説明
図である。

【図２６】実施の形態のキャッシュ制御例＜３＞のキャ
ッシュ動作の説明図である。

【図２７】実施の形態のキャッシュ制御例＜３＞の処理
のフローチャートである。

【図２８】実施の形態のキャッシュ制御例＜４＞の処理
のフローチャートである。

【図２９】実施の形態のキャッシュ制御例＜４＞＜５＞
の先読み動作の説明図である。

【図３０】実施の形態のキャッシュ制御例＜５＞の処理
のフローチャートである。

【図３１】実施の形態のキャッシュ制御例＜６＞の処理
のフローチャートである。

【図３２】実施の形態のキャッシュ制御例＜６＞の先読
み動作の説明図である。

【図３３】実施の形態のキャッシュ制御例＜７＞の処理
のフローチャートである。

【図３４】実施の形態のキャッシュ制御例＜７＞の先読
み動作の説明図である。

【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 (51)Int.Cl.⁷ 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｇ１１Ｂ 20/10 Ｇ１１Ｂ 20/10 Ａ ３０１ ３０１Ｚ (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） 5B005 MM11 NN22 5B065 BA04 CE12 CH01 5B082 FA02 FA12 5D044 AB01 AB05 AB07 BC06 CC06 DE38 DE49 EF03 EF05 FG10 FG18 HH07

Claims (54)

【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及び／又
   は記録媒体に対して書き込む情報を一時記憶する一時記
   憶手段と、 上記情報の属性を判別する属性判別手段と、 上記属性判別手段による判別結果に応じて、上記情報を
   一時記憶する量又は一時記憶する時間を制御する制御手
   段と、 を備えることを特徴とする記憶装置。
2. 【請求項２】 上記属性判別手段は、上記情報の拡張子
   に基づいて属性を判別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】 上記属性判別手段は、上記情報の特徴に
   基づいて属性を判別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】 上記制御手段は、上記属性判別手段によ
   り連続性が高い情報であると判別されたとき、上記情報
   を上記一時記憶手段に連続的に記憶するとともに、連続
   する情報を一時記憶する量を多くす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。
5. 【請求項５】 上記制御手段は、上記属性判別手段によ
   り連続性が低い情報であると判別されたとき、上記情報
   を上記一時記憶手段に一時記憶する時間が長くなるよう
   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。
6. 【請求項６】 上記一時記憶手段上の領域毎に対応し
   て、上記情報を一時記憶する量又は一時記憶する時間を
   記憶する制御情報記憶手段を更に備え、 上記制御手段は、上記属性判別手段による属性判別結果
   に基づいて、上記制御情報記憶手段により対応づけられ
   る上記一時記憶手段上の領域に、上記情報を一時記憶さ
   せる制御を行うことを特徴とする請求項１に記載の記憶
   装置。
7. 【請求項７】 上記記録媒体に記録される情報を繰り返
   し読み出すと共に再生出力する再生手段を更に備え、 上記制御手段は、上記再生手段による繰り返し再生が設
   定されたとき、上記一時記憶手段における一部の領域に
   おいて、上記情報を一時記憶する時間を長く設定するこ
   とを特徴とする請求項１に記載の記憶装置。
8. 【請求項８】 上記属性判別手段により、上記記録媒体
   からの読み出しを要求された情報の連続性が検出された
   とき、 上記制御手段は、要求されていない情報についての上記
   記録媒体からの先読みが実行されて上記一時記憶手段に
   記憶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。
9. 【請求項９】 上記属性判別手段により、上記記録媒体
   からの読み出しを要求された情報の量が所定以上である
   と検出されたとき、 上記制御手段は、要求されていない情報についての上記
   記録媒体からの先読みが実行されて上記一時記憶手段に
   記憶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。
10. 【請求項１０】 記録媒体に対して情報の書込及び／又
    は読出を行う書込／読出手段と、 上記書込／読出手段によって上記記録媒体から読み出さ
    れる情報及び／又は上記書込／読出手段によって上記記
    録媒体に対して書き込む情報を一時記憶する一時記憶手
    段と、 上記情報の属性を判別する属性判別手段と、 上記属性判別手段による判別結果に応じて、上記情報を
    一時記憶する量又は一時記憶する時間を制御する制御手
    段と、 を備えることを特徴とする記録及び／又は再生装置。
11. 【請求項１１】 上記属性判別手段は、上記情報の拡張
    子に基づいて属性を判別することを特徴とする請求項１
    ０に記載の記録及び／又は再生装置。
12. 【請求項１２】 上記属性判別手段は、上記情報の特徴
    に基づいて属性を判別することを特徴とする請求項１０
    に記載の記録及び／又は再生装置。
13. 【請求項１３】 上記制御手段は、上記属性判別手段に
    より連続性が高い情報であると判別されたとき、上記情
    報を上記一時記憶手段に連続的に記憶するとともに、連
    続する情報を一時記憶する量を多くするように制御する
    ことを特徴とする請求項１０に記載の記録及び／又は再
    生装置。
14. 【請求項１４】 上記制御手段は、上記属性判別手段に
    より連続性が低い情報であると判別されたとき、上記情
    報を上記一時記憶手段に一時記憶する時間が長くなるよ
    うに制御することを特徴とする請求項１０に記載の記録
    及び／又は再生装置。
15. 【請求項１５】 上記一時記憶手段上の領域毎に対応し
    て、上記情報を一時記憶する量又は一時記憶する時間を
    記憶する制御情報記憶手段を更に備え、 上記制御手段は、上記属性判別手段による属性判別結果
    に基づいて、上記制御情報記憶手段により対応づけられ
    る上記一時記憶手段上の領域に、上記情報を一時記憶さ
    せる制御を行うことを特徴とする請求項１０に記載の記
    録及び／又は再生装置。
16. 【請求項１６】 上記書込／読出手段によって上記記録
    媒体に記録される情報を繰り返し読み出させるととも
    に、繰り返し読み出された情報を再生出力する再生手段
    を更に備え、 上記制御手段は、上記再生手段による繰り返し再生が設
    定されたとき、上記一時記憶手段における一部の領域に
    おいて、上記情報を一時記憶する時間を長く設定するこ
    とを特徴とする請求項１０に記載の記録及び／又は再生
    装置。
17. 【請求項１７】 上記属性判別手段により、上記記録媒
    体からの読み出しを要求された情報の連続性が検出され
    たとき、 上記制御手段は、要求されていない情報についての上記
    記録媒体からの先読みが実行されて上記一時記憶手段に
    記憶されるように制御することを特徴とする請求項１０
    に記載の記録及び／又は再生装置。
18. 【請求項１８】 上記属性判別手段により、上記記録媒
    体からの読み出しを要求された情報の量が所定以上であ
    ると検出されたとき、 上記制御手段は、要求されていない情報についての上記
    記録媒体からの先読みが実行されて上記一時記憶手段に
    記憶されるように制御することを特徴とする請求項１０
    に記載の記録及び／又は再生装置。
19. 【請求項１９】 記録媒体から読み出される情報及び／
    又は記録媒体に対して書き込む情報を一時記憶する一時
    記憶手段と、 上記情報の属性を判別する属性判別手段と、 上記属性判別手段による判別結果に応じて、上記情報を
    一時記憶する量又は一時記憶する時間を制御する制御手
    段と、 上記記録媒体に対する情報の書込及び／又は読出のため
    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、上記制御手段に通知する書込／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。
20. 【請求項２０】 上記属性判別手段は、上記情報の拡張
    子に基づいて属性を判別することを特徴とする請求項１
    ９に記載の情報記憶システム。
21. 【請求項２１】 上記属性判別手段は、上記情報の特徴
    に基づいて属性を判別することを特徴とする請求項１９
    に記載の情報記憶システム。
22. 【請求項２２】 上記制御手段は、上記属性判別手段に
    より連続性が高い情報であると判別されたとき、上記情
    報を上記一時記憶手段に連続的に記憶するとともに、連
    続する情報を一時記憶する量を多くするように制御する
    ことを特徴とする請求項１９に記載の情報記憶システ
    ム。
23. 【請求項２３】 上記制御手段は、上記属性判別手段に
    より連続性が低い情報であると判別されたとき、上記情
    報を上記一時記憶手段に一時記憶する時間が長くなるよ
    うに制御することを特徴とする請求項１９に記載の情報
    記憶システム。
24. 【請求項２４】 上記一時記憶手段上の領域毎に対応し
    て、上記情報を一時記憶する量又は一時記憶する時間を
    記憶する制御情報記憶手段を更に備え、 上記制御手段は、上記属性判別手段による属性判別結果
    に基づいて、上記制御情報記憶手段により対応づけられ
    る上記一時記憶手段上の領域に、上記情報を一時記憶さ
    せる制御を行うことを特徴とする請求項１９に記載の情
    報記憶システム。
25. 【請求項２５】 上記記録媒体に記録される情報を繰り
    返し読み出すと共に再生出力する再生手段を更に備え、 上記制御手段は、上記再生手段による繰り返し再生が設
    定されたとき、上記一時記憶手段における一部の領域に
    おいて、上記情報を一時記憶する時間を長く設定するこ
    とを特徴とする請求項１９に記載の情報記憶システム。
26. 【請求項２６】 上記書込／読出要求手段によって上記
    記録媒体からの読み出しを要求された情報の連続性が、
    上記属性判別手段により検出されたとき、 上記制御手段は、要求されていない情報についての上記
    記録媒体からの先読みが実行されて上記一時記憶手段に
    記憶されるように制御することを特徴とする請求項１９
    に記載の情報記憶システム。
27. 【請求項２７】 上記書込／読出要求手段によって上記
    記録媒体からの読み出しを要求された情報の量が所定以
    上であると、上記属性判別手段により検出されたとき、 上記制御手段は、要求されていない情報についての上記
    記録媒体からの先読みが実行されて上記一時記憶手段に
    記憶されるように制御することを特徴とする請求項１９
    に記載の情報記憶システム。
28. 【請求項２８】 記録媒体から読み出される情報及び
    ／又は記録媒体に対して書き込む情報を一時記憶手段に
    一時記憶する場合において、上記情報の属性を判別し、 上記属性の判別結果に応じて、上記情報を一時記憶する
    量又は一時記憶する時間を制御することを特徴とする記
    憶方法。
29. 【請求項２９】 上記情報の拡張子に基づいて属性を判
    別することを特徴とする請求項２８に記載の記憶方法。
30. 【請求項３０】 上記情報の特徴に基づいて属性を判別
    することを特徴とする請求項２８に記載の記憶方法。
31. 【請求項３１】 上記属性の判別により、上記情報は連
    続性が高い情報であると判別されたとき、上記情報を上
    記一時記憶手段に連続的に記憶するとともに、連続する
    情報を一時記憶する量を多くするように制御することを
    特徴とする請求項２８に記載の記憶方法。
32. 【請求項３２】 上記属性の判別により、上記情報は連
    続性が低い情報であると判別されたとき、上記情報を上
    記一時記憶手段に一時記憶する時間が長くなるように制
    御することを特徴とする請求項２８に記載の記憶方法。
33. 【請求項３３】 上記一時記憶手段上の領域毎に対応し
    て、上記情報を一時記憶する量又は一時記憶する時間を
    制御情報として記憶し、 上記属性の判別結果に基づいて、上記制御情報により対
    応づけられる上記一時記憶手段上の領域に、上記情報を
    一時記憶させる制御を行うことを特徴とする請求項２８
    に記載の記憶方法。
34. 【請求項３４】 上記記録媒体に記録される情報を繰り
    返し読み出して再生出力する際に、上記一時記憶手段に
    おける一部の領域において、上記情報を一時記憶する時
    間を長く設定することを特徴とする請求項２８に記載の
    記憶方法。
35. 【請求項３５】 上記属性の判別により、上記記録媒体
    からの読み出しを要求された情報の連続性が検出された
    とき、要求されていない情報についての上記記録媒体か
    らの先読みが実行されて上記一時記憶手段に記憶される
    ように制御することを特徴とする請求項２８に記載の記
    憶方法。
36. 【請求項３６】 上記属性の判別により、上記記録媒体
    からの読み出しを要求された情報の量が所定以上である
    と検出されたとき、要求されていない情報についての上
    記記録媒体からの先読みが実行されて上記一時記憶手段
    に記憶されるように制御することを特徴とする請求項２
    ８に記載の記憶方法。
37. 【請求項３７】 記録媒体から読み出される情報及び
    ／又は記録媒体に対して書き込む情報を一時記憶手段に
    一時記憶する場合において、上記情報の属性を判別し、 上記属性の判別結果に応じて、上記情報を一時記憶する
    量又は一時記憶する時間を制御する処理を実行させるプ
    ログラム。
38. 【請求項３８】 上記情報の拡張子に基づいて属性を判
    別することを特徴とする請求項３７に記載のプログラ
    ム。
39. 【請求項３９】 上記情報の特徴に基づいて属性を判別
    することを特徴とする請求項３７に記載のプログラム。
40. 【請求項４０】 上記属性の判別により、上記情報は連
    続性が高い情報であると判別されたとき、上記情報を上
    記一時記憶手段に連続的に記憶するとともに、連続する
    情報を一時記憶する量を多くするように制御することを
    特徴とする請求項３７に記載のプログラム。
41. 【請求項４１】 上記属性の判別により、上記情報は連
    続性が低い情報であると判別されたとき、上記情報を上
    記一時記憶手段に一時記憶する時間が長くなるように制
    御することを特徴とする請求項３７に記載のプログラ
    ム。
42. 【請求項４２】 上記一時記憶手段上の領域毎に対応し
    て、上記情報を一時記憶する量又は一時記憶する時間を
    制御情報として記憶し、 上記属性の判別結果に基づいて、上記制御情報により対
    応づけられる上記一時記憶手段上の領域に、上記情報を
    一時記憶させる制御を行うことを特徴とする請求項３７
    に記載のプログラム。
43. 【請求項４３】 上記記録媒体に記録される情報を繰り
    返し読み出して再生出力する際に、上記一時記憶手段に
    おける一部の領域において、上記情報を一時記憶する時
    間を長く設定することを特徴とする請求項３７に記載の
    プログラム。
44. 【請求項４４】 上記属性の判別により、上記記録媒体
    からの読み出しを要求された情報の連続性が検出された
    とき、要求されていない情報についての上記記録媒体か
    らの先読みが実行されて上記一時記憶手段に記憶される
    ように制御することを特徴とする請求項３７に記載のプ
    ログラム。
45. 【請求項４５】 上記属性の判別により、上記記録媒体
    からの読み出しを要求された情報の量が所定以上である
    と検出されたとき、要求されていない情報についての上
    記記録媒体からの先読みが実行されて上記一時記憶手段
    に記憶されるように制御することを特徴とする請求項３
    ７に記載のプログラム。
46. 【請求項４６】 記録媒体から読み出される情報及び
    ／又は記録媒体に対して書き込む情報を一時記憶手段に
    一時記憶する場合において、上記情報の属性を判別し、 上記属性の判別結果に応じて、上記情報を一時記憶する
    量又は一時記憶する時間を制御する処理を実行させるプ
    ログラムを記録した記録媒体。
47. 【請求項４７】 上記プログラムは、上記情報の拡張子
    に基づいて属性を判別することを特徴とする請求項４６
    に記載の記録媒体。
48. 【請求項４８】 上記プログラムは、上記情報の特徴に
    基づいて属性を判別することを特徴とする請求項４６に
    記載の記録媒体。
49. 【請求項４９】 上記プログラムは、上記属性の判別に
    より、上記情報は連続性が高い情報であると判別された
    とき、上記情報を上記一時記憶手段に連続的に記憶する
    とともに、連続する情報を一時記憶する量を多くするよ
    うに制御することを特徴とする請求項４６に記載の記録
    媒体。
50. 【請求項５０】 上記プログラムは、上記属性の判別に
    より、上記情報は連続性が低い情報であると判別された
    とき、上記情報を上記一時記憶手段に一時記憶する時間
    が長くなるように制御することを特徴とする請求項４６
    に記載の記録媒体。
51. 【請求項５１】 上記プログラムは、上記一時記憶手段
    上の領域毎に対応して、上記情報を一時記憶する量又は
    一時記憶する時間を制御情報として記憶し、 上記属性の判別結果に基づいて、上記制御情報により対
    応づけられる上記一時記憶手段上の領域に、上記情報を
    一時記憶させる制御を行うことを特徴とする請求項４６
    に記載の記録媒体。
52. 【請求項５２】 上記プログラムは、上記記録媒体に記
    録される情報を繰り返し読み出して再生出力する際に、
    上記一時記憶手段における一部の領域において、上記情
    報を一時記憶する時間を長く設定することを特徴とする
    請求項４６に記載の記録媒体。
53. 【請求項５３】 上記プログラムは、上記属性の判別に
    より、上記記録媒体からの読み出しを要求された情報の
    連続性が検出されたとき、要求されていない情報につい
    ての上記記録媒体からの先読みが実行されて上記一時記
    憶手段に記憶されるように制御することを特徴とする請
    求項４６に記載の記録媒体。
54. 【請求項５４】 上記プログラムは、上記属性の判別に
    より、上記記録媒体からの読み出しを要求された情報の
    量が所定以上であると検出されたとき、要求されていな
    い情報についての上記記録媒体からの先読みが実行され
    て上記一時記憶手段に記憶されるように制御することを
    特徴とする請求項４６に記載の記録媒体。