JPH04325923A - 光ディスク装置のアクセス制御方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、上位装置のもつ磁気テ
ープ装置のアクセス制御機能を変更することなく光ディ
スク装置を接続して制御可能とする光ディスク装置のア
クセス制御方式に関する。光ディスク装置は大容量の部
記憶装置として注目されている。一方、現在使用されて
いる大容量の外部記憶装置としては磁気テープ記憶装置
がある。

【０００２】そこで磁気テープ記憶装置の制御機能を備
えた計算機システムに、その制御機能を変更することな
く光ディスク装置を接続して使用にできれば、光ディス
ク装置の積極的な利用を促進することになる。

【０００３】

【従来の技術】最近の光ディスク技術においては、光デ
ィスク装置を磁気テープ記憶装置と同様に大容量の外部
記憶装置として利用する傾向がみられる。これは上位（
ＣＰＵ）のソフトウェアを変更せずに光ディスク装置を
見掛け上磁気テープ記憶装置として使用する方法である
。

【０００４】光ディスク装置は先頃目覚ましい発展をし
ているが、磁気テープ記憶装置と比較すると、ソフト互
換性から比較してもまだまだ汎用的ではないといってよ
い。従って、光ディスク装置に汎用性の高い磁気テープ
記憶装置との互換性を持たせることができれば、磁気テ
ープ装置に比べてコンパクトで容量も多いことから、今
後、光ディスク装置の新しい装置形態になっていくと考
えられる。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、光ディ
スク装置を磁気テープ記憶装置として利用するには、ラ
イト又はリード時のデータ転送を磁気テープ記憶装置の
ように可変長転送としなければならない。即ち、磁気テ
ープ記憶装置は、上位装置から送られてきたデータをコ
ントローラを介してドライブ側に転送する際に、転送用
のバッファは持っているがデータ全てを格納するバッフ
ァは備えていない。これは磁気テープ記憶装置が可変長
デーを扱っており、磁気テープはフォーマットされてい
ないためである。

【０００６】これに対し光ディスク装置は固定長データ
を扱っており、光ディスクはフォーマットされたセクタ
単位でしか書込みがきない。従って、互換性を持たせる
ためには、上位装置から転送された可変長データを光デ
ィスクに書込可能な固定長データに変換しなければなら
ず、逆に光ディスクからのリードデータは元の可変長デ
ータに戻して上位装置に転送しなければならないという
問題がある。

【０００７】更に、光ディスク装置を磁気テープ記憶装
置として利用するには、磁気テープ固有のリードコマン
ドである「リードバックワード（ＲＥＡＤＢＡＣＫＷＯ
ＲＤ）命令」を実行可能としなければならない。リード
バックワード命令は、ヘッドに対し逆方向に磁気テープ
を走行させてリードし、上位装置にライト時とは逆の順
序でデータを転送するコマンドである。

【０００８】しかし、光ディスクは装置は、光ディスク
を一定方向に回転しており、逆方向からリードする機能
がないため、コントローラ側にリードバックワードに的
抗するデータ転送機能を設ければならない。

【０００９】本発明は、このような従来の問題点に鑑み
てなされたもので、磁気テープ装置との互換性を実現す
るための可変長データと固定長データとの相互変換を適
切にできるようにした光ディスク装置のアクセス制御方
式を提供することを目的とする。本発明の他の目的は、
媒体自体にブロック毎の管理情報をもたせてリード時の
ブロック位置付けを容易に行うようにした光ディスク装
置のアクセス制御方式を提供することを目的とする。

【００１０】本発明の他の目的は、媒体データを逆方向
に読出して転送するリードバックワード命令の実行を可
能とする光ディスク装置のアクセス制御方式を提供する
ことを目的とする。

【００１１】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。まず本発明は、上位装置１による磁気テープ
装置のアクセス制御を受けてデータ書込み又は読出しを
行う光ディスク装置のアクセス制御方式を対象とする。 即ち、磁気テープ記憶装置のアクセス制御機能を備えた
上位装置１にソフトを変更することなく光ディスク装置
を接続して使用可能とする光ディスク装置のアクセス制
御方式を対象とする。

【００１２】このような光ディスク装置のアクセス制御
方式につき本発明にあっては、図１（ａ）（ｂ）に示す
ように、ライト時に、上位装置１からデータ転送用バッ
ファ２に転送された１ブロック分のライトデータに基づ
いてディスク媒体のセクタ使用数、最終使用セクタの空
き部分を埋めるパディングデータ数を含む１ブロック分
の管理情報を作成する管理情報作成手段３を設け、書込
手段４によりブロック管理情報、ライトデータ及びパデ
ィングデータの順に指定ブロックを構成する媒体セクタ
に書込む。

【００１３】またリード時には、読出手段５により指定
ブロックを構成するセクタ群の先頭位置から読出したブ
ロックの管理情報の中のパディングデータ数に基づいて
リードデータからパディングデータを外して上位装置１
に転送する。更に、管理情報作成手段３で、各使用セク
タの先頭に管理情報の格納領域を確保した状態でのパデ
ィングデータ数を算出し、書込手段４は先頭セクタにブ
ロックの管理情報を書込むと共に各セクタ毎にセクタ固
有のセクタ管理情報を書込むようにする。

【００１４】このように１ブロック分のデータに対応す
る書込セクタ群の各々に管理情報が書込まれていること
で、読出手段５が指定ブロックを構成する先頭セクタの
ブロック管理情報が正常に読出せなかった場合には、後
続する各セクタのセクタ管理情報を利用して上位装置に
リードデータを転送し、ディスク媒体上のブロックの管
理情報の破壊に対処できるようにする。また本発明にあ
っては、管理情報作成手段３で、図１（ｃ）に示すよう
に、ライト時に上位装置１からデータ転送用バッファ２
に転送されたライトデータに基づいて、少なくともブロ
ックアドレス、データ数及びセクタ使用数を含むブロッ
ク毎のブロック管理情報を作成し、書込手段４によって
予め定めた媒体セクタ（先頭セクタ）に各ブロックのブ
ロック管理情報をまとめて書込んだ後にライトデータを
指定ブロックを構成するセクタに書込むようにする。

【００１５】このため読出手段５は、リード時に、媒体
の先頭セクタから読出されたブロック管理情報を参照し
てブロックアドレス、データ数及びセクタ使用数を知っ
て読出しを行う。ブロック管理情報は、リアルタイムで
更新する以外に、媒体のロード時に読出されてコントロ
ーラの内部メモリに展開し、媒体のアンロード時に内部
メモリから媒体にブロック管理情報を書込んで更新する
ようにしてもよい。更に本発明にあっては、上位装置１
から磁気テープ記憶装置固有の媒体データを逆方向から
読出して転送する命令、即ちリードバックワード命令を
受けた際に、指定ブロックのリードデータを媒体から読
出してデータ転送用バッファ２に格納した後に、逆方向
に読出して上位装置１に転送する読出手段５を設けたこ
とを特徴とする。

【００１６】

【作用】このような構成を備えた本発明の光ディスク装
置のアクセス制御方式によれば、次の作用が得られる。 まず上位装置１からの１ブロック分のライトデータの転
送に対しては、全てのデータをデータ転送用バッファ２
に格納し、可変長データ量が判るようにする。

【００１７】可変長データ量が判ったら、ディスクフォ
ーマットに基づき１セクタ当りのバイト数が決っている
ため、管理情報のバイト数を含めた全データの書込みに
必要なセクタ数を算出する。この場合、全データを１セ
クタ分のバイト数で割ると、通常は余りを生じ、このた
め最終使用セクタには空き部分を生ずる。そこで最終使
用セクタの空き部分を埋めるデータ数をパディングデー
タ数として算出し、管理データ、ライトデータ及びパデ
ィングデータを算出セクタにぴったり入るように書込む
。

【００１８】一方、リード時にはリードブロックのセク
タ群の先頭位置の管理情報からパディングデータ数を知
ってリードデータから外してデータ転送用バッファ２に
転送し、データ転送用バッファ２から上位装置１に可変
長データとして転送する。この結果、上位装置１は、光
ディスク装置を磁気テープ記憶装置と見做して適切にア
クセスでき、磁気テープ記憶装置との互換性が成立する
。

【００１９】更にディスク媒体に記録する際に各セクタ
毎にセクタ固有の管理情報を記録することで、先頭のブ
ロック全体に関する管理情報が破壊されても後続するセ
クタ管理情報に基づくリードアクセスができ、信頼性を
保証する。尚、ブロックとセクタとは同じ１つのデータ
単位を示す同じ用語であるが、ブロックは磁気テープ記
憶装置のアクセスでソフト的に用いられる用語であり、
一方、セクタはディスク媒体のアクセスでハード的に用
いられる用語である。

【００２０】更に、磁気テープ上でブロックは可変長デ
ータであるため、これを固定長の光ディスクのセクタで
見ると、１つのブロックは１又は複数のセクタで構成さ
れることになる。次に、ディスク媒体の先頭セクタに各
ブロック毎のブロック管理情報をまとめて格納しておく
ことで、ランダムなリードアクセスが容易にできる。

【００２１】即ち、ライト時に作成された各ブロックに
関するブロックアドレス、データ数及びセクタ使用数が
光ディスクの先頭セクタにまとめて書込まれているので
、リードに先頭セクタのブロック管理情報を参照してデ
ータ数及びセクタ使用数を知って媒体に対するヘッド位
置付けを容易に行うことができる。さらに、磁気テープ
記憶装置に対する固有の命令であるリードバックワード
命令を受けた際には、指定ブロックのリードデータをバ
ッファに格納した後に逆方向に読出して上位装置に転送
することで、上位装置の機能を変更することなく磁気テ
ープ記憶装置として光ディスク装置を使用できる。

【００２２】

【実施例】

［パディング情報の処理］図２は本発明の第１実施例を
示した実施例構成図であり、上位装置からの可変長デー
タを光ディスクの固定長データに変換する際に、固定長
データに生ずる空き部分を埋めるパディング処理を行う
ことを特徴とする。

【００２３】図２において、１は上位装置としてのＣＰ
Ｕであり、ＣＰＵ１には磁気テープ記憶装置のアクセス
制御機能（ソフトウェア）が設けられている。ＣＰＵ１
に対してはコントローラ１０と光ディスクドライブ２０
で構成された光ディスク装置が接続される。コントロー
ラ１０と光ディスクドライブ２０との間の転送方式は、
本発明の場合コントローラ１０から光ディスクドライブ
２０にデータ転送に先立って転送ブロック数を通知でき
るインタフェースが必要であり、このようなインタフェ
ースとしては現在最も普及しているＳＣＳＩが使用でき
る。

【００２４】コントローラ１０には、ディスク側の全体
的な制御を行うＭＰＵ１１が設けられる。ＭＰＵ１１は
ＣＰＵ１からのコマンドをドライバ／レシーバ１２を介
して受けて解析し、ドライバ／レシーバ１３を介して下
位の光ディスクドライブ２０に制御命令を送る。光ディ
スクドライブ２０は、ドライバ／レシーバ２１を介して
ＭＰＵ１１から受けた制御命令に従って、光ディスク２
３に対する光学ヘッド２２からのレーザビームを目的ト
ラックに位置付けるシーク動作、目的トラック上にレー
ザビームをオントラックさせる位置決め動作、データの
ライト又はリード、更にはイレーズを行う。

【００２５】またコントローラ１０にはデータ転送バッ
ファ２が設けられ、バッファ容量はＣＰＵ１からの可変
長データの最大転送容量を満足する容量に定められる。 現在、磁気テープ記憶装置との間の最大データ転送数は
、３２Ｋバイト或いは６４Ｋバイトと様々であるが、要
求される最大データ転送数を満足するように最大転送数
以上のバッファ容量を用意する。

【００２６】ＭＰＵ１１に対しては、システムストレー
ジ（ＣＳ）１４、外部レジスタ１５、カウンタ部１６が
受けられ、カウンタ部１６には光ディスク２２のセクタ
数を計数するセクタカウンタ、光ディクスに対するライ
トデータのデータ数を計数するデータカウンタ、セクタ
空き部分に入れるバディングデータ数を計数するパディ
ングカウンタ、及び磁気テープ上での記録単位となるデ
ータブロックのブロックの数、即ちブロックアドレスを
計数するブロックカウンタを備えている。

【００２７】更にＭＰＵ１１は、ライト時にＣＰＵ１か
らデータ転送用バッファ２に転送されたライトデータに
基づいて光ディスク２３のセクタ使用数、最終使用セク
タの空き部分を埋めるパディングデータ数を含む１ブロ
ック分の管理情報を作成する管理情報作成手段としての
機能と、管理情報、ライトデータ及びパディングデータ
の順番に光ディスク２３にデータを書込む書込手段とし
ての機能と、更にリード時に、指定ブロックを構成する
セクタ群の先頭位置から読出した管理情報の中のパディ
ングデータ数に基づいて読出データからパディングデー
タを外してＣＰＵ１に転送する読出手段としての機能を
プログラム制御により実現する。

【００２８】ＭＰＵ１１によるライト動作は、ＣＰＵ１
よりライトコマンドを受けると、ＣＰＵ１からの転送デ
ータを一旦データ転送用バッファ２に格納し、可変長の
ライトデータのデータ長を把握する。データ長を把握し
たＭＰＵ１１は続いて可変長のライトデータを光ディス
ク２３にフォーマットされている何セクタを使用して書
込むかのセクタ使用数を求める。

【００２９】ここでＭＰＵ１１は、ＣＰＵ１からのデー
タ長とパディング情報を知るために光ディスク２３上に
ライトするデータの先頭に管理情報の格納領域を設ける
。この管理情報の格納領域は例えば３２バイトとする。 勿論、必要に応じて適宜のバスト数とできる。従って、
光ディクス２３に書込む実際のデータ長は、（管理情報
）＋（ライトデータ） となリ、このデータ長から使用セクタ数及びパディング
データ数を求めることになる。

【００３０】図３はＣＰＵ１から３．５Ｋバイトのライ
トデータの転送を受けた時の光ディスク２３上のセクタ
書込み状態を示したもので、先頭の管理情報を格納する
３２バイトの格納領域を確保し、また光ディスク２３に
フォーマットされたセクタ数は５１２セクタで、１セク
タ当り１０２４バイトの場合を例にとっている。ここで
先頭の第１セクタに格納される３２バイトのブロックに
関する管理情報は、 （１）ブロックアドレス （２）セクタ使用数 （３）データ数 （４）パディングデータ数 （５）次のブロックのセクタアドレス で構成される。

【００３１】ここでセクタ使用数は、 （管理情報＋データ数）／（１セクタのバイト数）を求
め、余りがでた場合は１つ繰り上げることで算出される
。データ数が３．５Ｋバイトの場合には、セクタ使用数
は４セクタとなる。

【００３２】次にパディングデータ数は、（使用セクタ
総データ数）−（管理情報＋データ数）として算出され
る。データ数が３．５Ｋバイトの場合には、 （４×１０２４）−（３２＋３．５×１０２４）＝４８
０バイト として算出される。

【００３３】このようなセクタ使用数及びパディングデ
ータ数の算出を伴う管理情報の作成が済むと、ＭＰＵ１
１はセクタ使用数を光ディスクドライブ２０に通知した
後、管理情報、データ及びパディングデータ（オール０
）を順番に転送して光学ヘッド２２からのレーザビーム
により光ディスク２３に書込ませる。一方、ＣＰＵ１よ
りリードコマンドを受けた場合には、ＭＰＵ１１は指定
トラックを光ディスクドライブ２０に通知して目的トラ
ックにシークさせ、指定されたトラックのブロツクアド
レスで決まる指定ブロックを構成するセクタ群をリード
し、データ転送用バッファ２に転送させる。

【００３４】次にデータ転送用バッファ２に格納された
指定ブロックのリードデータの中の先頭の管理情報を参
照してパディングデータ数を知る。そしてデータ転送用
バッファ２に格納されたリードデータをＣＰＵ１に転送
する際に、先頭の３２バイトの管理情報と最後のパディ
ングデータ数分のデータを除いた真のリードデータのみ
を転送する。

【００３５】図４は図２のコントローラ１０に設けたＭ
ＰＵ１１のライト時の光ディスクドライブ２０に対する
転送動作を示したフローチャートである。図４において
、ＣＰＵ１からのライトコマンドに基づきライトデータ
が伝送されてデータ転送用バッファ２に格納されると、
ＭＰＵは光ディスクドライブ２０に対するデータ転送動
作を開始する。

【００３６】このデータ転送動作は、まずステップＳ１
でデータ転送用バッファ２に格納されたデータからライ
トデータのデータ数、例えば３．５Ｋバイトを確認する
。次にステップＳ２でデータ数３．５Ｋバイトからセク
タ使用数４を求め、ステップＳ３で管理情報３２バイト
を考慮して最終の第４セクタの空き部分を０パディング
するためのパディングデータ数４８０バイトを求める。

【００３７】ステップＳ４では次のブロックのセクタア
ドレスが第５セクタになることを求め、ステップＳ１〜
ステップＳ４の結果に基づいてステップＳ５で図３に示
した管理情報を作成する。管理情報の作成が済むと光デ
ィスクドライブ２０に使用セクタ数４を通知した後、ス
テップＳ６で第１セクタに対する３２バイトの管理情報
とデータ９２２バイトの転送を開始し第１セクタへの書
込みを行わせる。

【００３８】続いてステップＳ７で第２セクタ及び第３
セクタに対する１０２４バイトのデータ転送を繰り返す
。次にステップＳ８で最後の第４セクタに対するデータ
５４４バイトと、パディングデータ４８０バイトの転送
を開始し、第４セクタの書込を行なわせ、光ディスクド
ライブ２０からの正常終了の通知を待って転送を終了す
る。

【００３９】図５は図２のコントローラに設けたＭＰＵ
１１によるリード時の転送動作を示したフローチャート
である。図５において、ＣＰＵ１からのリードコマンド
を受けたＭＰＵ１１の指示の元に光ディスクドライブ２
０より指定ブロックのリードデータがデータ転送バッフ
ァ２に格納されるとＣＰＵ１に対するデータ転送動作が
開始される。

【００４０】まずステップＳ１でデータ転送用バッファ
２に格納されているリードデータの指定ブロックアドレ
スを検索して第１セクタの先頭にある管理情報を参照し
、ステップＳ２でパディングを行っているセクタが第４
セクタであることを知ると共に、パディングデータ数を
求める。続いてステップＳ３で第１セクタの先頭の３２
バイトの管理情報と第４セクタの４８０バイトのパディ
ングデータを外したデータ３．５Ｋバイトのデータ転送
をＣＰＵ１に対し開始し、転送を終了する。

【００４１】図６は図２におけるデータ管理情報の他の
実施例を示した説明図であり、この実施例にあっては、
第１セクタのブロックに関する管理情報に加え、各セク
タの先頭にセクタ固有の管理情報を持つたせ、これによ
ってセクタ内にどのような情報があるかを確認でき、よ
り正確なデータ転送ができるようにしたことを特徴とす
る。

【００４２】図６は図３と同様に、データ数３．５Ｋバ
イト、１セクタ当り１０２４バイトの場合を例にとって
おり、各セクタの先頭には３２バイトの管理情報の格納
領域が確保される。第１セクタの先頭の管理情報は、図
３のブロックに関する管理情報に加えて（６）本セクタ
のデータ数 （７）次のセクタアドレス となるセクタ固有の管理情報が追加される。

【００４３】また有効データのみの第２セクタ及び第３
セクタについては、 （１）ブロックアドレス （２）セクタ番号（ブロック数） （３）データ数 （４）次のセクタアドレス となるセクタ固有の管理情報が格納される。

【００４４】更にパディングを行っている最後の第４セ
クタについては、 （１）ブロックアドレス （２）セクタ番号（ブロック数） （３）データ数 （４）パディングデータ数 （５）次のブロックアドレス が格納される。

【００４５】このように各セクタにセクタ固有管理情報
を持たせた場合には、正確なデータ転送を可能とすると
同時に、第１セクタの先頭に格納したブロックの管理領
域が破壊されたとしても、破壊されていないセクタ固有
の管理領域の管理情報からセクタのデータをリードする
ことができる。図７は図６のデータ管理情報を用いたラ
イトデータの転送動作を示したフローチャートであり、
基本的には図４と同じである。

【００４６】相違点は、ステップＳ３のバディングデー
タ数の計算に、各セクタ毎の管理領域３２バイトが加わ
った点である。即ち、セクタ使用数を４セクタとすると
、全セクタ分の管理領域は ４セクタ×３２バイト＝１２８バイト 必要になり、パディング数は、 （４×１０２４）−（１２８＋３．５×１０２４）＝３
８４バイト となる。

【００４７】またステップＳ５、ステップＳ６で各セク
タのデータ数９９２バイトを求め、また次のセクタアド
レスを求めている。更にステップＳ８では第１〜第３セ
クタについて３２バイトの管理情報と９９２バイトのデ
ータ転送を行い、ステップＳ８の第４セクタについては
、３２バイトの管理情報、６０８バイトデータ、更に３
８４バイトのパディングデータを転送するようになる。

【００４８】図８は図６の管理情報を用いた場合のリー
ドデータの転送動作を示したフローチャートであり、基
本的には図５と同じであるが、ステップＳ３で各セクタ
毎に設けている管理情報を削除して転送している点が相
違する。

【００４９】［ブロック管理情報による光ディスクのア
クセス制御］図９は本発明の第２実施例を示した実施例
構成図であり、この実施例は、光ディスク２３の先頭セ
クタに、光ディスクに書込まれている全ブロックのブロ
ック管理情報をまとめて格納し、リードアクセス時にブ
ロック管理情報を参照することでヘッド位置付けを容易
に行うようにしたことを特徴とする。

【００５０】図９において、コントローラ１０及び光デ
ィスクドライブ２０は図２の実施例と基本的に同じであ
るが、コントローラ１０にブロック管理バッファ１８を
設けている。またコントローラ１０のＭＰＵ１１は、ラ
イト時に、ＣＰＵからデータ転送用バッファ２に転送さ
れたライトデータに基づいて少なくともブロックアドレ
ス、データ数及びセクタ使用数を含む光ディスク２３の
ブロック管理情報を作成する管理情報作成手段としての
機能と、ブロック管理情報を予め定めた光ディクス２３
の位置、例えば先頭セクタに書込んだ後にライトデータ
を指定ブロックアドレスのセクタに書込む書込手段とし
ての機能と、更に、リード時に、光ディスク２３の先頭
セクタからブロック管理情報を読出してブロック管理バ
ッファ１８に展開して参照し、リードしようとするブロ
ックアドレスのデータ数及びセクタ使用数を知って読出
しを行う読出手段としての機能を、プログラム制御によ
り実現する。

【００５１】図１０は図９の実施例により光ディスク２
３の先頭セクタにまとめて格納される各ブロックのブロ
ック管理情報を示す。管理領域としての先頭セクタは、
コントローラ１０のみがアクセスできるシステム領域で
あり、先頭セクタ以降がＣＰＵ１がアクセスできるユー
ザ領域となる。

【００５２】この例では、システム領域としての先頭セ
クタに続く各セクタ毎にブロック１，２，３，・・とデ
ータが格納されている。尚、説明の都合上、１ブロック
でデータ長が１セクタに一致する１０２４バイトの場合
を示しているが、１ブロックは例えば最大３２Ｋバイト
或いは６４Ｋバイトとなる可変長データであり、複数セ
クタで１ブロックを構成することになる。

【００５３】先頭セクタのブロック管理情報は、各ブロ
ック毎に （１）ブロックアドレス （２）データ数 （３）セクタ使用数 を格納している。

【００５４】このためリード時にブロック管理バッファ
１８に展開しているブロック管理情報から光ディスク２
３の指定ブロックアドレスのデータ数及びセクタ使用数
が認識でき、データ転送用バッファ２の確保やリードア
クセスに必要な準備処理ができ、更に転送バイト数を計
数してデータ数と比較することでリードデータの転送が
正常に行われたかがコントローラ１０側で認識できる。

【００５５】図１１は図９のＭＰＵ１１による光ディス
ク２３の第１ブロックに対するライト時の転送動作を示
したフローチャートである。図１１において、ＣＰＵ１
からデータ転送用バッファ２に対するライトデータの転
送が終了すると、ＭＰＵ１１は光ディスクドライブ２０
に対する転送動作を開始する。

【００５６】即ち、ステップＳ１で第１ブロック目のデ
ータ転送を開始すると、ステップＳ２でブロックアドレ
スデータを作成し、またステップＳ３でデータ数を作成
し、更にステップＳ４でセクタ使用数を求め、ステップ
Ｓ５でステップＳ２〜ステップＳ３までの作成情報を光
ディスク２３の先頭セクタに第１ブロック目のブロック
管理情報として書込む。

【００５７】続いてステップＳ６でライトデータを光デ
ィスク２３の第１ブロックを構成するセクタに書込む。 図１２は第２ブロックに対するライト動作を示したフロ
ーチャートである。図１２において、ステップＳ１でま
ず光ディスク２３の先頭セクタのブロック管理情報を読
出してコントローラ１０内のブロック管理バッファ１８
に展開する。

【００５８】続いてステップＳ２で第２ブロック目のデ
ータ転送を開始し、ステップＳ３でブロックアドレスデ
ータを作成し、またステップＳ４でデータ数を作成し、
更にステップＳ５でセクタ使用数を求め、ステップＳ６
でブロック管理バッファ１８にステップＳ３〜ステップ
Ｓ５で求めた第２ブロックのブロック管理情報を追加す
る。

【００５９】続いてステップＳ７でステップＳ３〜ステ
ップＳ５で求めた第２ブロックのブロック管理情報を光
ディスク２３の先頭セクタのブロック管理情報に追加す
る。以上の第２ブロック目のブロック管理情報の追加、
即ち更新が済むと、ステップＳ８でデータを光ディスク
２３の第２ブロック目を構成するセクタに書込む。尚、
第３ブロック目以降も図１２の場合と同じになる。

【００６０】図１３は図９の実施例のリード動作を示し
たフローチャートである。図１３において、まずステッ
プＳ１で光ディスク２３の先頭セクタからブロック管理
情報を読出してコントローラ１０のブロック管理バッフ
ァ１８に展開する。次にステップＳ２で何ブロック目の
リードアクセスによるデータ転送かを確認し、ブロック
管理情報の中の指定されたブロックを参照してブロック
アドレス、データ数及びセクタ使用数を認識する。

【００６１】続いてステップＳ４で光ディスクドライブ
２０に制御コマンドを発光してヘッドをシークさせ、指
定ブロックのデータを読出して転送させる。図１４、図
１５はブロック管理情報の光ディスク２３からコントロ
ーラ１０に対する展開を光ディスク２３のロード時に行
い、コントローラ１０から光ディスク２３に対する格納
（更新）をアンロード時に行うようした場合の処理動作
を示したフローチャートである。

【００６２】即ち、図１３のリード動作では、ブロック
をリードする毎に光ディスク２３の先頭セクタからブロ
ック管理情報を読出してブロック管理バッファ１８に展
開しているが、図１４にあっては、ステップＳ１で光デ
ィスク２３を光ディスクドライブ２０に挿入するロード
動作を行うと、ステップＳ２で先頭セクタを読出してコ
ントローラ１０のブロック管理バッファ１８に展開し、
ステップＳ３でアクセス待ちのアイドルルーチンに戻る
。

【００６３】また図１１、図１２のライト動作では、ラ
イト動作毎にブロック管理バッファ１８及び光ディスク
２３の先頭セクタに新たに作成したブロック管理情報を
追加する更新処理を行っていたが、これに対しライト動
作時にはブロック管理バッファ１８に対する更新のみを
行い、光ディスク２３に対する更新は図１５に示すよう
に、ステップＳ１で光ディスクの送出の指示、即ちアン
ロード動作が指示されたならば、ステップＳ２でブロッ
ク管理バッファ１８のブロック管理情報を光ディスク２
３の先頭セクタに書込んで更新した後にステップＳ３で
光ディスク２３を外部に送出するアンロード動作を行い
、ステップＳ４でアイドルルーチンに戻る更新処理を行
う。

【００６４】このような処理によりライト時の光ディス
ク２３に対するブロック管理情報の更新が不要になる分
だけ、ライトアクセスを効率化できる。

【００６５】［リードバックワード処理］図１６は本発
明の第３実施例を示した実施例構成図であり、この実施
例は磁気テープ記憶装置固有の命令であるリードバック
ワード命令に対応できるようにしたことを特徴とする。 即ち、磁気テープ記憶装置に対しＣＰＵ１よりリードバ
ックワード命令が発行された場合には、指定ブロックよ
り１ブロック逆方向のブロックをヘッドに対しテープ走
行で位置付けた後、テープを逆方向（テープ開始位置Ｂ
ＯＴの方向）に走行させながらデータをリードし、上位
のＣＰＵ側に転送する。

【００６６】この時、データの並べかえは行わずに逆方
向から転送され、ＣＰＵ１のＩ／Ｏ装置部分にて正方向
に並べ替えられる。しかしながら、光ディスク装置は、
光ディスクを一定方向に回転しており、磁気テープのよ
うに逆方向にリードすることはできない。そこで図１６
の実施例にあっては、ＣＰＵ１からブロック指定による
リードバック命令を受けた場合、コントローラ１０は通
常どおり指定ブロックのリードを光ディスクドライブ２
０に指示して光ディスク２３から指定ブロックを読出し
てデータ転送用バッファ１８に転送し、データ転送用バ
ッファ１８からＣＰＵ１に転送する際に逆に読出して転
送することで、磁気テープの場合と同じ逆方向にリード
されたと同じデータを転送できるようにする。

【００６７】図１６において、コントローラ１０及び磁
気ディスクドライブ２０は図２の実施例と基本的に同じ
であるが、リードバックワード命令に対する光ディスク
２３のアクセスを管理するため、カウンタ部１６にブロ
ックカウンタとセクタカウンタを設けており、またデー
タ転送用バッファ２からＣＰＵ１に対する逆方向の読出
転送を管理するため、転送カウンタ部１９に、転送カウ
ンタ、逆転送カウンタ及びバイトカウンタを設けている
。

【００６８】更に、ＭＰＵ１１には、通常のアクセス制
御機能に加えて、ＣＰＵ１から光ディスク２３のデータ
を逆方向から読出して転送するリードバックワード命令
を受けた際に、指定ブロックのリードデータを光ディス
ク２３から読出してデータ転送用バッファ２に格納した
後に逆方向に読出して上位装置に転送する読出手段とし
ての機能を設けている。

【００６９】次に図１７のフローチャートを参照して、
光学ヘッド２３がリードバックワードを行うブロックの
トラックに位置付けられていた状態でのリード動作を説
明する。まず光ディスクドライブ２０の光学ヘッド２３
は、コントローラ１０で指定された任意のトラックにオ
ントラックしており、このトラックに属するブロックに
対しリードバックワード命令が発行されたとする。

【００７０】まずステップＳ１で現在ヘッドが位置する
トラックがリード対象トラックと同一トラックであるこ
とを確認する。続いてステップＳ２に進み、現在ヘッド
を位置付けているトラックの中の指定ブロックをリード
し、ステップＳ３でコントローラ１０のデータ転送用バ
ッファ２に転送してリードした順番に格納する。

【００７１】このデータ転送用バッファ２に対する光デ
ィスクドライブ２０からのリードデータの転送において
、１バイトのデータ転送毎に逆転送カウンタとバイトカ
ウンタに＋１ずつカウントアップする。データ転送用バ
ッファ２に対するデータ転送が終了すると、ステップＳ
４で逆転送カウンタ及びバイトカウンタを使用して逆方
向から読出してＣＰＵ１に転送する。

【００７２】即ち、データ転送用バッファ２に格納され
たリードデータの逆方向の最終番地のアドレスより１バ
イトづつデータが転送され、この１バイトのデータ転送
毎に逆転送カウンタを−１ずつカウントダウンする。一
方、転送カウンタは１バイトのデータ転送毎に＋１ずつ
カウントアップされる。全データの転送終了後に転送カ
ウンタとステップＳ３でカウントアップしたバイトカウ
ンタを比較し、両者が一致することで転送バイト数の確
認を行う。

【００７３】従って、光ディスクドライブ２０からコン
トローラ１０側に転送された最初のデータが最後の転送
されるデータとなるようにＣＰＵ１に転送される。図１
８は、ヘッドがリードバックワードを行うブロックとは
異なるトラックに位置付けられていた状態でのリード動
作を示す。まずステップＳ１で現在ヘッドが位置してい
るトラックが指定ブロックのトラックとは異なることを
確認すると、ステップＳ２に進んでトラックカウンタを
指定ブロックの属するトラックの値に変更し、ヘッドを
シークさせる。

【００７４】例えば図１９に示すように、ヘッドが第１
８〜第３４ブロックが格納された内側のトラックに位置
付けられた状態で外側のトラックの第１０ブロックを指
定したリードバックワード命令が発行されたとすると、
トラックカウンタを−１してヘッドを外側トラックにシ
ークさせる。ステップＳ３〜ステップＳ５のリードデー
タの転送動作は図１７の場合と同じである。

【００７５】ＣＰＵ１に対するデータ転送が終了すると
、ステップＳ６でトラックアドレスを−１して更新した
後、ステップＳ７でブロックアドレスを−１して次のリ
ードに備える。尚、図１９では同心円状のトラックを示
したが、スパイラルトラックについても基本的には同じ
である。

【００７６】

【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、可
変長データの固定長データへの変換、リードバックワー
ド命令対応したリードデータの転送、更に、ランダムア
クセスを可能とするブロック管理情報に基づくアクセス
制御により、磁気テープ記憶装置に代えて光ディスク装
置を上位装置のソフトを変更することなく使用可能とし
、汎用性の高い磁気テープ記憶装置との互換性を実現す
ることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図

【図２】本発明の第１実施例構成図

【図３】図２の実施例により光ディスクに１ブロック分
のデータを書込んだ際の管理情報とパディングデータの
説明図

【図４】図２のライト動作を示したフローチャート

【図
５】図２のリード動作を示したフローチャート

【図６】
図２の実施例でセクタ毎に管理情報を追加した場合の光
ディスク上の管理情報とパディングデータの説明図

【図７】図６の管理情報の作成を伴うライト動作を示し
たフローチャート

【図８】図６の管理情報を用いたリード動作を示したフ
ローチャート

【図９】本発明の第２実施例を示した実施例構成図

【図
１０】図９の実施例で光ディスクの先頭セクタに書込ま
れたブロック全体の管理情報の説明図

【図１１】図９に
おける第１ブロック目のライト動作を示したフローチャ
ート

【図１２】図９における第２ブロック目のライト動作を
示したフローチャート

【図１３】図９のリード動作を示したフローチャート

【
図１４】図９の実施例で光ディスクのロード時にコント
ローラ内メモリにブロック管理情報を展開する処理を示
したフローチャート

【図１５】図９の実施例で光ディスクのアンロード時に
ブロック管理情報を更新する処理を示したフローチャー
ト

【図１６】本発明の第３実施例を示した実施例構成図

【
図１７】図１６の実施例で光ヘッドが指定ブロックのト
ラックに位置している時のリードバックワード処理を示
したフローチャート

【図１８】図１６の実施例で光ヘッドが指定ブロックと
異なるトラックに位置している時のリードバックワード
処理を示したフローチャート

【図１９】図１８の処理における光ディスクのトラック
状態を模式的に示した説明図

【符号の説明】

１：上位装置（ＣＰＵ） ２：データ転送用バッファ ３：管理情報作成手段 ４：書込手段 ５：読出手段 １０：コントローラ １１：ＭＰＵ １２，１３，２１：ドライバ／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）
１４：システムストレージ（ＣＳ） １５：外部レジスタ １６：カウンタ部 １８：ブロック管理バッファ １９：転送カウンタ部 ２０：光ディスクドライバ ２２：光学ヘッド ２３：光ディスク

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】上位装置（１）による磁気テープ装置のア
   クセス制御を受けてデータ書込み又は読出しを行う光デ
   ィスク装置のアクセス制御方式に於いて、ライト時に、
   上位装置（１）からデータ転送用バッファ（２）に転送
   された１ブロック分のライトデータに基づいて媒体のセ
   クタ使用数、最終使用セクタの空き部分を埋めるパディ
   ングデータ数を含む該ブロックの管理情報を作成する管
   理情報作成手段（３）と；前記管理情報、ライトデータ
   及びパディングデータの順番に指定セクタにデータを書
   込む書込手段（４）と；リード時に、指定ブロックのセ
   クタ先頭位置から読出した管理情報の中のパディングデ
   ータ数に基づいて読出データからパディングデータを外
   して上位装置に転送する読出手段（５）と；を備えたこ
   とを特徴とする光ディスク装置のアクセス制御方式。
2. 【請求項２】請求項１記載の光ディスク装置のアクセス
   制御方式に於いて、前記管理情報作成手段（３）は、各
   使用セクタの先頭に管理情報の格納領域を確保した状態
   でのパディングデータ数を算出し、前記書込手段（４）
   は１ブロック分の最初のセクタの先頭位置に書込むと共
   に、各セクタ毎に固有のセクタ管理情報を書込み、前記
   読出手段（５）はセクタ群の先頭位置のブロックの管理
   情報が正常に読出せなかった場合には、後続する各セク
   タ毎のセクタ管理情報を利用して上位装置にリードデー
   タを転送することを特徴とする光ディスク装置のアクセ
   ス制御方式。
3. 【請求項３】上位装置（１）による磁気テープ装置のア
   クセス制御を受けてデータ書込み又は読出しを行う光デ
   ィスク装置のアクセス制御方式に於いて、ライト時に、
   上位装置（１）からデータ転送用バッファ（２）に転送
   されたライトデータに基づいて少なくともブロックアド
   レス、データ数及びセクタ使用数を含むブロック毎の管
   理情報を作成する管理情報作成手段（３）と；前記ブロ
   ック情報を予め定めた媒体セクタに書込んだ後にライト
   データを指定ブロックを構成するセクタに書込む書込手
   段（４）と；リード時に、媒体から読出されたブロック
   管理情報から指定ブロックブロックアドレス、データ数
   及びセクタ使用数を知って媒体の読出しを行う読出手段
   （５）と；を備えたことを特徴とする光ディスク装置の
   アクセス制御方式。
4. 【請求項４】請求項３記載の光ディスク装置のアクセス
   制御方式に於いて、媒体のロード時に前記ブロック管理
   情報を読出して内部メモリに展開し、媒体のアンロード
   時に内部メモリのブロック管理情報を媒体に書込んで更
   新することを特徴とする光ディスク装置のアクセス制御
   方式。
5. 【請求項５】上位装置（１）による磁気テープ装置のア
   クセス制御を受けてデータ書込み又は読出しを行う光デ
   ィスク装置のアクセス制御方式に於いて、上位装置（１
   ）から媒体データを逆方向から読出して転送する命令を
   受けた際に、指定ブロックのリードデータを媒体から読
   出してデータ転送用バッファ（２）に格納した後に逆方
   向に読出して上位装置に転送する読出手段（５）を設け
   たことを特徴とする光ディスク装置のアクセス制御方式
   。