JPH07225714A

JPH07225714A - キャッシュ装置、および複数の光ディスクから受取られたデータを不揮発性キャッシュメモリにストアするための方法

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Publication number: JPH07225714A
Application number: JP6307611A
Authority: JP
Inventors: Clinton L Ballard; クリントン・エル・バラード
Original assignee: Ballard Synergy Corp
Current assignee: Ballard Synergy Corp
Priority date: 1994-02-09
Filing date: 1994-12-12
Publication date: 1995-08-22
Anticipated expiration: 2013-02-10
Also published as: JP2711387B2; EP0667579A1

Abstract

(57)【要約】【目的】光学媒体へのアクセスを向上するためのキャ
ッシュを提供する。【構成】このキャッシュ（１００）は、ＲＡＭ（８
８）を備える一次キャッシュ（１０２）と、ハードディ
スクメモリ（６０）の一部分を備える二次キャッシュ
（１０４）とを含む。本発明の局面を以下に規定する。
（１）データをキャッシュ化するべきでないときを判断
する（ある条件下ではデータのキャッシングはアクセス
時間を向上させにくいため）。（２）二次キャッシュへ
のアクセス時間を光学媒体へのアクセス時間よりも速く
し続けるために二次キャッシュの細分化を最少にする。
（３）実施例に応じて一次、二次キャッシュに連続的ま
たは並列にキャッシュ更新を行なう。（４）不揮発性二
次キャッシュにストアされるデータの保全性は、電力異
常やシャットダウンや媒体のスワッピングがあっても二
次キャッシュのかなりの部分に関して維持される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の背景】この発明は大容量記憶装置に記憶された
データへのアクセスを向上するためのキャッシュサブシ
ステムに関する。より特定的には、この発明は光記憶装
置にストアされた情報に対する「アクセス時間」を向上
するための、ハードディスクドライブを含むキャッシュ
サブシステムに関する。

【０００２】マイクロコンピュータメモリ処理に関して
のアクセス時間とは、アドレスが選択された後にメモリ
システムがマイクロプロセッサに情報を与えるのにかか
る時間のことである。キャッシュとは、主または「大容
量」メモリにストアされたデータへのアクセス時間を向
上するためのメモリサブシステムである。キャッシュサ
ブシステムは特徴的に、主メモリよりも速いアクセス時
間を有するメモリを含む。このようなデータに対するア
クセス時間の向上は、頻繁にアクセスされる主メモリデ
ータ値をキャッシュメモリに複製することによる。

【０００３】従来のマイクロコンピュータにおける主メ
モリ源にはいくつかのタイプがある。これらはフロッピ
ーディスク、ハードディスクおよび光記憶媒体を含む。
このようなディスクまたは媒体にストアされたデータへ
のアクセス時間を向上するためのランダムアクセスメモ
リ（ＲＡＭ）を含むキャッシュが一般的である。ＲＡＭ
は約１５０ナノ秒（ｎｓ）のアクセス時間を有する。こ
れは大容量記憶装置へのアクセス時間よりもはるかに速
い。たとえば、従来のＰＣフロッピーディスクドライブ
に対するアクセス時間は数秒のオーダであり、従来のＰ
Ｃハードドライブに対するアクセス時間は約１２−６０
ミリ秒（ｍｓ）である。光記憶媒体の形態の１つである
コンパクトディスクリードオンリーメモリ（ＣＤ−ＲＯ
Ｍ）は、約６８０メガバイトの記憶容量および約３００
−１０００ｍｓのアクセス時間を有する。最良のＣＤ−
ＲＯＭドライブではアクセス時間を２６５ｍｓと宣伝し
ている。

【０００４】ＲＡＭの価格がかなり下がると考えられれ
ば、チップ製造業者はＲＡＭを含む主メモリシステムを
検討するであろうが、このような価格の低下は起こって
いない。逆に、ＲＡＭはその相対的費用のためにコンピ
ュータにおいて貴重な資源となっている。現在のとこ
ろ、数十メガバイトのＲＡＭを高容量キャッシュ専用と
して機能させるのは実現不可能である。しかしながら、
この発明に従い、ＣＤ−ＲＯＭまたは他の高容量光学媒
体に対するアクセス時間を向上するための高容量キャッ
シュを規定することが望ましい。

【０００５】プログラマーは典型的には現在のＣＤ−Ｒ
ＯＭアクセス時間を達成するのにＣＤ−ＲＯＭ上の情報
レイアウトを最適化していする。ビデオ再生またはオー
ディオ再生中等の光学媒体の連続したシーケンシャルな
アクセスは、典型的には所望の仕様内で起こり、ユーザ
に視覚的および音的に許容できる質を提供する。しかし
ながら、フルモーションビデオおよび／またはサウンド
でランダムなシークが散在していれば、性能（すなわち
平均アクセス時間）は低下する。典型的なマルチメディ
アおよびハイパメディアの応用では、オーディオ／ビデ
オデータにプログラムおよび／または図形データが散在
している。従来のＣＤ−ＲＯＭ百科事典の応用では、ユ
ーザがプログラムおよび図形データにアクセスするのに
費やす時間が９０％で、オーディオ−ビデオまたはアニ
メーションデータにアクセスするのに費やす時間は１０
％にすぎないこともある。（ＣＤ−ＲＯＭ自体は、ビデ
オ／オーディオの記憶集中により、５０％のデータおよ
び５０％のビデオ／オーディオを有し得る。マルチメデ
ィアの仕様を満たす従来のＣＤ−ＲＯＭドライブは、１
５０ＫＢ／秒の維持されたスループットレートを必要と
する。問題が起こるのは、典型的にはフルモーションビ
デオまたはアニメーションのランダムなシークが散在す
るときである。約２５６ＫＢの従来のＲＡＭキャッシュ
を用いると、キャッシュはすぐにオーディオ−ビデオデ
ータで充満されてしまう。オペレーティングシステムに
よって既にＲＡＭ資源に対するかなりの競合があるの
で、利用可能なキャッシュのすべてをフルモーションビ
デオの維持に用いることは許容できないであろう。した
がって、より大きい高容量キャッシュが必要である。

【０００６】ＲＡＭのコストは１９９４年現在約８０ド
ル／ＭＢなので、高容量キャッシュの実現は、たった２
０ＭＢ高容量キャッシュで約１６００ドルとなってしま
い、このような実現は不可能である。したがって、ＣＤ
−ＲＯＭキャッシュを実現するための別の構造が必要で
ある。特に、よりコスト効率がよく、技術的に効果的な
高容量キャッシュ構造が必要である。

【０００７】従来のマイクロコンピュータの動作条件の
下では、キャッシュがアクセス時間を向上することもあ
る。重要なのは、キャッシュがマイクロプロセッサの性
能を向上しない過渡期間があることである。これは、従
来のキャッシュ実現方法が実質的にすべてのデータ転送
のキャッシュ化を要求するからであり、非効率である。
計算時間の８０−９０％がコード／データの１０−２０
％を処理するのに費やされ、残りの１０−２０％の時間
がコード／データの残りの８０−９０％を処理するのに
費やされることが一般に認められている。キャッシュが
性能を向上させるのは頻繁に実行される、コード／デー
タの１０−２０％についてである。残りのコード／デー
タのキャッシュ化は、性能を向上させるとしても、ごく
わずかである。しかしながら、ＣＤ−ＲＯＭの応用で
は、この残りの９０％のコード／データのキャッシュ化
がキャッシュ資源のかなりの部分を消費してしまう。高
容量キャッシュにおいて、頻繁にはアクセスされないこ
の８０−９０％のコード／データに数十メガバイトの空
間を割当てるのはコストが高すぎる。したがって、キャ
ッシュ使用を最適化する、より効果的なキャッシュ実現
法に対する必要性がある。

【０００８】発明の概要および詳細な説明に述べられる
ように、出願人のキャッシュは、いくつかの実施例に従
えば、ハードディスクメモリの一部を含む。ハードディ
スクドライブは、ＣＤ−ＲＯＭアクセス時間より一般に
１０倍速いアクセス時間を与える。しかしながら、ハー
ドディスクにストアされたデータファイルが細分化され
ると、ハードドライブアクセスの性能は低下する。この
低下によってＣＤ−ＲＯＭに対するアクセスよりもアク
セスが速くなくなれば、ハードディスクをキャッシュと
して用いる意味がない。したがって、キャッシュのため
に使用されるハードディスク領域の細分化を最小にする
ことが望ましい。

【０００９】高容量キャッシュは充満するのにかなりの
時間がかかるので、媒体の変化（たとえばＣＤ−ＲＯＭ
の変化）および電源のシャットダウンの際にはキャッシ
ュの内容を守ることが望ましい。したがって、不揮発性
キャッシュに対する必要、およびストアされたデータを
特定のＣＤ−ＲＯＭに関連付ける必要がある。

【００１０】

【発明の概要】この発明に従えば、光学媒体へのアクセ
スを向上するためのキャッシュは、一次キャッシュおよ
び二次キャッシュを含み、一次キャッシュはＲＡＭによ
って形成され、二次キャッシュはハードディスクメモリ
の一部（すなわちすべての空間またはそれを下回る）に
よって形成される。

【００１１】この発明の１局面に従えば、光学媒体デー
タがキャッシュ化されるべきではないときを判断するた
めの識別方法が実現される。ある状況下では、データ転
送のキャッシュ化は光学媒体データへのアクセスを向上
しない。たとえば、ＣＤ−ＲＯＭからのデータ転送が臨
界維持スループットレート（critical sustained throu
ghput rate）を超えれば、キャッシュ化がアクセス時間
を向上しそうにはない。したがって、このような転送は
キャッシュ化されない。別の状況下で、光学媒体データ
リクエストを完了する推定時間がハードドライブディス
クリクエストを完了する推定時間の特定の割合内であれ
ば、その利点は大きくないので、このようなリクエスト
もやはりキャッシュ化されない。

【００１２】この発明の別の局面に従えば、キャッシュ
のハードディスク部分にストアされたデータの細分化
は、ストアの制約を課すことによって最小にされる。細
分化はハードドライブアクセス時間を悪化させるので、
細分化は最小にされ、避けられる。このために、ＣＤ−
ＲＯＭリクエスト全体がハードディスクドライブ上の連
続するセクタにストアされる。さらに、ＣＤ−ＲＯＭの
隣接するセクタへのシーケンシャルなＣＤ−ＲＯＭリク
エストはハードドライブ上で連結され、そのため複数の
ＣＤ−ＲＯＭリクエストがハードドライブの連続するセ
クタにストアされる。キャッシュにおけるデータ冗長性
さえも、これが細分化を避けることに繋がるので許容さ
れる。冗長データは、重なる（すなわち２つ以上のスト
アされたリクエストにある）、整列されない（すなわち
重なるリクエストのいずれとも異なる位置で始まる）ス
トアリクエストの間でデータがキャッシュに既に存在す
ると、ストアされる。従来の廃棄方式の現れである細分
化の助長は、キャッシュ位置を上書きするための先入れ
先出し基準を実現することで避けられる。

【００１３】この発明の別の局面に従えば、キャッシュ
更新は一次および二次キャッシュの両方で並列して実行
される。

【００１４】この発明の別の局面に従えば、キャッシュ
にストアされたデータは特定の光ディスクと関連付けら
れ、光ディスクが変化され、再び変化されるときにデー
タを無効にするのを避ける。具体的には、キャッシュに
ストアされた光ディスクの各セクタについてタグが規定
される。タグはデータの光ディスクセクタ番号を割当て
られた光ディスク番号に対応するインデックスと組合せ
ることによって形成される。光ディスク番号は、光ディ
スクに対して一意的なヘッダ情報およびルートディレク
トリから割当てられる。

【００１５】この発明の別の局面に従えば、不揮発性二
次キャッシュにストアされたデータの保全性が電源異常
およびシャットダウンの際にも維持される。好ましい実
施例に従えば、不揮発性メモリ内のキャッシュ化された
データはすべて、比較的小さい部分（たとえば２０ＭＢ
またはそれより大きなキャッシュファイルのうちの２５
４ＫＢ）を除いて、リカバリの際に有効である。

【００１６】この発明の代替実施例に従えば、好ましい
ＲＡＭおよびハードディスク構造以外の技術が、一次キ
ャッシュおよび二次キャッシュについて用いられる。構
造に関する技術を規定する上での制約は、一次キャッシ
ュが二次キャッシュと同じか、それよりも速いアクセス
時間を有し、二次キャッシュが光記憶装置よりも速いア
クセス時間またはより速い転送速度の定格の両方、また
はいずれか１つを有することである。たとえば、フラッ
シュメモリまたはバブルメモリが一次キャッシュのため
に用いられてもよく、フラッシュメモリ、バブルメモリ
またはより高速の読出−書込光ドライブを二次キャッシ
ュのために用いてもよい。別の実施例に従えば、単一レ
ベル高容量キャッシュ（たとえばハードディスクドライ
ブの一部）が光学媒体にアクセスするために実現され
る。

【００１７】この発明のある利点は、光学媒体に対する
平均データアクセス時間を、多くのマイクロコンピュー
タマルチメディア、ハイパメディア、アニメーションお
よび他のビデオ、オーディオ−ビデオおよび図形の応用
について向上できることである。別の利点は、システム
ＲＡＭの一部およびユーザのハードドライブの一部を割
当てることによってマイクロプロセッサにおける既存の
資源でキャッシュ構造が実現できることである。キャッ
シュ実現ソフトウェアはキャッシュ構造を規定し、動作
を制御する。数時間または数週間の期間にわたって充満
される高容量キャッシュを実現し、シャットダウンおよ
びＣＤ−ＲＯＭスワッピングの際にもキャッシュデータ
の保全性を維持することによって、（「パワーオン」ま
たは「媒体スワッピング」の度に使用の待ち時間がある
のではなく）、長期にわたって性能の向上が維持され
る。したがって、光記憶媒体に対するアクセス時間を向
上するためのコスト効率のよい、技術的に効果的なキャ
ッシュが実現される。

【００１８】本発明、その局面および利点は、添付の図
面に関連して以下の詳細な説明を参照することにより、
よりよく理解されるであろう。

【００１９】

【具体的な実施例の説明】光学媒体キャッシュに関する例示的な環境図１は、この発明の光学媒体キャッシュから利点を受け
るであろうマイクロコンピュータシステムアーキテクチ
ャ１０を示す。マイクロコンピュータ１０は、中央処理
装置２０、システムメモリ（たとえば２２、２４）、マ
ルチ通信バス１２、１４、１６、１８、およびいくつか
のシステム構成要素および周辺装置を含む。マイクロコ
ンピュータ１０はワークステーション、パーソナルコン
ピュータ、または他のいくつかの標準化された、および
独占の汎用または組込マイクロコンピュータの何らかの
ものであってもよい。通信バス、システムの構成要素お
よび周辺装置の数およびタイプはさまざまであり得る。
図示されるマイクロコンピュータ１０に関しては、マイ
クロプロセッサバス１２と、ローカルバス１４と、Ｉ／
Ｏバス１６と、拡張バス１８とがある。ＣＰＵ２０、外
部キャッシュ２２およびシステムＲＡＭ２４はプロセッ
サバス上に設けられる。Ｉ／Ｏバス１６はＩ／Ｏポート
にインタフェースするためにプロセッサバス１２に連結
される。プリンタ２６およびポインティングデバイス２
８（たとえばマウス）は、典型的にはＩ／Ｏポート（図
示せず）を介してＩ／Ｏバス１６に結合される。

【００２０】ローカルバス１４はローカルバスインタフ
ェース３０を介してマイクロプロセッサバス１２に連結
される。例示的なローカルバスは、ビデオローカル（Ｖ
Ｌ）またはＶＥＳＡ標準バス、周辺構成要素インタフェ
ース（ＰＣＩ）バスおよびＮＵ−ＢＵＳバスである。た
とえば、ＰＣＩバスは１０個までの周辺装置を結合し得
る。図示されるのは、図形コントローラ３２、ビデオプ
ロセッサ３４、ビデオキャプチャ／出力カード３６およ
びサウンドカード３８である。これらの周辺装置はマル
チメディアおよびオーディオ−ビデオプロダクションシ
ステムで使用される。スピーカ４０およびマイク４２が
サウンドカードに連結される。カメラ４４（たとえばカ
ムコーダ）、ＶＣＲ４６およびＴＶ４８がビデオキャプ
チャ／出力カード３６に結合される。ビデオサブシステ
ム３２、３４、３６は、典型的にはローカルメモリ資源
（すなわちフレームバッファまたはビデオＲＡＭ）５０
を共有する。情報はビデオサブシステムおよび共有メモ
リ５０からディスプレイ５２にビデオＤＡＣ５４を介し
て渡される。

【００２１】拡張バス１８が、ローカルバス１４および
拡張バスインタフェース５６を介してプロセッサバス１
２に連結される。周辺装置、システム構成要素および大
容量記憶装置は、典型的には拡張バス１８に結合され
る。図示されるのは、ハードディスクドライブ６０およ
びフロッピーディスクドライブ６２に結合するドライブ
コントローラ５８と、テープドライブ６６に結合するテ
ープコントローラ６４と、光学記憶装置７０または他の
ＳＣＳＩ周辺装置に結合するＳＣＳＩコントローラ６８
と、ファックス／モデム７２とである。ＳＣＳＩコント
ローラ６８の代わりに、何らかの独占コントローラが光
記憶装置７０に結合してもよい。他のアーキテクチャに
従えば、ハードドライブ６０および／または光記憶装置
７０（たとえばＣＤ−ＲＯＭ）ならびにそのそれぞれの
コントローラがローカルバス１４に結合され得る。

【００２２】要約すれば、この発明の光学媒体キャッシ
ュは、独占ワークステーション、パーソナルコンピュー
タ、ペンティアム（PENTIUM ）マシン、アップルマッキ
ントッシュ（APPLE MACINTOSH ）マシン、ならびにイン
テル（Intel ）８０Ｘ８６アーキテクチャ、モトローラ
（Motorola）６８ＸＸＸアーキテクチャ、他のＣＩＳＣ
プロセッサアーキテクチャ、および将来のＲＩＳＣプロ
セッサやマルチプロセッサアーキテクチャに基づく現在
利用可能な、または将来のマシンを含む多くの単一また
は複数マイクロプロセッサベースアーキテクチャ１０に
利点を与えるであろう。

【００２３】メモリサブシステムおよび光学媒体キャッ
シュ図２は、アーキテクチャ１０のＣＰＵ２０をサポートす
る例示的なメモリサブシステム８０を示す。一実施例に
おいて、ＣＰＵ２０は処理装置８２、レジスタ８４、メ
モリ管理ユニット８６、および内部キャッシュ８７を含
む。メモリサブシステムはシステムＲＡＭ８８、外部キ
ャッシュ９０、および大容量記憶装置９２を含む。図示
される大容量記憶装置９２はＣＤ−ＲＯＭ７０、ハード
ディスクドライブ６０およびフロッピーディスクドライ
ブ６２を含む。データへのアクセス時間は以下の記憶機
構、すなわちレジスタ８４、内部キャッシュ８６、外部
キャッシュ９０、およびＲＡＭ８８、ハードドライブ６
０、ＣＤ−ＲＯＭ７０、ならびにフロッピードライブ６
２の順に増大する。したがって、大容量記憶装置９２か
らのデータは、典型的には、プロセッサ８２によるアク
セスのためにＲＡＭ８８または外部キャッシュ９０に転
送され、次に内部キャッシュ８７およびレジスタ８４に
転送される。より具体的には、高いスループットの処理
は、プロセッサ８２が必要とするときにデータを既に内
部キャッシュ８７、外部キャッシュ９０またはＲＡＭ８
８に有しておくことによって最良に達成される。

【００２４】一実施例に従えば、この発明の光学媒体キ
ャッシュ１００は、ＲＡＭ８８（および／または外部キ
ャッシュ９０）およびハードディスクドライブ６０を用
いて実現される。図３に示されるように、ＲＡＭ８８の
一部が一次キャッシュ１０２として機能するように割当
てられ、ハードディスクドライブ６０の一部が二次キャ
ッシュ１０４として機能するように割当てられる。光学
媒体キャッシュ１００の機能は、ＣＤ−ＲＯＭまたは他
の光学媒体データ源７０にストアされたデータに対する
アクセス時間を向上することである。

【００２５】光学媒体キャッシュの代替実施例に従え
ば、好ましいＲＡＭ８８（および／または外部キャッシ
ュ９０）およびハードディスクドライブ６０の構造以外
の技術も、一次キャッシュ１０２および二次キャッシュ
１０４について用いることができる。キャッシュレベル
を規定する制約は、一次キャッシュ１０２が二次キャッ
シュ１０４と同じかまたはそれよりも速いアクセス時間
を有し、かつ二次キャッシュ１０４が光学媒体７０より
も速いアクセス時間を有することである。たとえば、フ
ラッシュメモリまたはバブルメモリを一次キャッシュ１
０２のために用いてもよく、一方フラッシュメモリ、バ
ブルメモリまたはより高速の読出−書込光ドライブを二
次メモリ１０４のために用いてもよい。さらに別の実施
例に従えば、単一レベル高容量キャッシュ構造の代わり
により小さい一次キャッシュが省かれてもよい。

【００２６】好ましい実施例に従えば、一次キャッシュ
１０２は０．５ＭＢないし２ＭＢのストアを与え、一方
二次キャッシュ１０４は少なくとも１０ＭＢ（たとえば
２０ＭＢないし１４０ＭＢ）のストアを与える。図３の
構造では、二次キャッシュ１０４はハードドライブ６０
の領域から形成される。ＤＯＳベースのマシンでは、こ
のような領域はＤＯＳファイルまたはＤＯＳパーティシ
ョンとして形成される。他のオペレーティングシステム
に従えば、この領域はファイル、オブジェクト、または
アドレス空間を二次キャッシュ１０４専用とするための
他のオペレーティングシステムまたはユーザ機構によっ
て形成され得る。オペレーティングシステムにかかわら
ず、可能な場合には、キャッシュ実現ソフトウェアがス
トアされるデータの細分化を避けるように、物理アドレ
ス空間が二次キャッシュ１０４として割当てられること
が好ましい。

【００２７】対処される問題および解決される点光学媒体キャッシュを用いることによって、マルチメデ
ィア、ハイパメディア、ビデオおよびアニメーションの
応用で増大するニーズを受けて光学媒体の平均アクセス
時間がいかに向上されるか等のいくつかの問題が対処さ
れる。この発明に従えば、アクセス時間はキャッシュ構
造を実現することによって向上される。ＲＡＭの費用お
よびハードドライブのコスト効果のために、より小さい
一次ＲＡＭキャッシュおよびより大きい二次ハードドラ
イブキャッシュを含むデュアルレベルキャッシュ構造が
好ましい。大まかな指針として９０／１０または８０／
２０の割合を用いて、９０％（８０％）の時間が１０％
（２０％）のデータを用いるのに費やされる。したがっ
て、６８０ＭＢのＣＤ−ＲＯＭについては、６８ＭＢま
たは１３６ＭＢが十分なキャッシュ容量として機能する
と期待される。約１００ＭＢの二次キャッシュの容量が
好ましい（またはより一般的には、２０ＭＢないし１４
０ＭＢの容量が好ましい）。

【００２８】高容量ハードドライブキャッシュの実現に
おけるいくつかの問題がこの発明によって対処される。
性能を最適化するために、頻繁にアクセスされるデータ
のみをキャッシュ化することが有用であろう。さらに、
ハードディスクドライブがキャッシュとして効果的であ
るには、光学媒体よりも速いアクセス時間を維持する必
要がある。ハードディスクに対するアクセスを向上する
ために用いられる従来のキャッシュに従えば、すべての
データ転送がキャッシュ化される。結果として、従来の
キャッシュは時折性能を向上させるにすぎない。すべて
のＣＤ−ＲＯＭ転送がキャッシュ化されれば、一次キャ
ッシュ、および二次キャッシュさえもが（平均して）１
０％（２０％）の頻度でしかアクセスされない９０％
（８０％）のデータのいくつかのために乱れることとな
ってしまう。このような実現例は、二次キャッシュが一
旦充満されて上書きされれば性能が低下するのか、さら
に光学媒体キャッシュの費用が実現例を最適にすること
を妨げるのかという点について懸念を生む。これらの懸
念は、ハードドライブがキャッシュとしていかに効果的
な態様で実現されるかという問題に対処することで処理
される。対処される別の問題は、ＣＤ−ＲＯＭのアクセ
ス時間を長い使用期間にわたっていかに向上できるかと
いう点である。

【００２９】ハードドライブをキャッシュとして効率的
な態様で実現するために、データ識別方法が採用され
る。具体的には、光学媒体データ転送リクエストをキャ
ッシュ化すべきでないときを判断するために条件が規定
される。簡単にいえば、キャッシュ化によって性能が向
上しないときには転送をキャッシュ化しないことが意図
される。理想的には、キャッシュ化されないデータと
は、１０％（２０％）の時間しかアクセスされないデー
タであろう。

【００３０】ハードドライブを長い使用期間にわたって
ＣＤ−ＲＯＭよりも速いアクセス時間および／または転
送レートで維持するために、ストアに関する制約が規定
される。具体的には、ハードドライブにおけるストアを
細分化することには問題がある。キャッシュ化されたデ
ータが細分化されると、このようなデータへのアクセス
時間は増大する。ハードドライブが１０：１のアクセス
時間で有利であったものが１：１を下回る点までアクセ
ス時間が増大する（すなわちハードドライブへのアクセ
スがＣＤ−ＲＯＭへのアクセスと同じであるか、または
それより遅くなる）。したがって、ハードドライブは好
ましくはハードドライブ物理アドレス空間の連続する領
域として実現される。さらに、ＣＤ−ＲＯＭデータリク
エストからのデータは、細分化を避けるためにハードド
ライブ上の連続するセクタにストアされる。

【００３１】高容量キャッシュでの別の問題は、性能の
向上が実現されるまでの待ち時間である。たとえば、６
８０ＭＢのＣＤ−ＲＯＭでは、キャッシュのかなりの部
分が充満されるまでに数時間の使用を必要とする場合が
ある。パワーアップまたは光学媒体のスワッピングのた
びにこのような待ち時間を受けることは非効率的であ
る。媒体スワッピングの問題に対処するために、光学デ
ィスク情報を用いてタグが規定される。さらに、複数光
学ディスクのためのデータのディレクトリがキャッシュ
内で維持される。タグは、関連するデータがそこから得
られるＣＤ−ＲＯＭまたは他の光学媒体ディスクに対し
て一意的な識別子を含む。ＣＤ−ＲＯＭがスワッピング
され、次に再びスワッピングされるとき、元のデータは
まだキャッシュ内にあり、有効である。一実施例に従え
ば、キャッシュを充満するＦＩＦＯ方法が実現される。

【００３２】電源シャットダウンの問題に対処するため
に、二次（不揮発性）キャッシュ内のディレクトリ情報
は定期的に更新されて一次キャッシュの何らかの活性部
分を識別する。電源異常またはシャットダウンの際に
も、不揮発性二次キャッシュにストアされたデータは有
効なままである。

【００３３】電源異常／シャットダウンから回復するた
めに、キャッシュファイルが調べられて制御変数を再構
築する。キャッシュ化されたデータはグループでキャッ
シュファイルにストアされる。パワーオンの際に、最後
の活性グループが識別される。最後の活性グループを見
出すことによってデータがＦＩＦＯの態様でキャッシュ
ファイルに書込まれると、新しいデータのロードを開始
すべき場所が見出される。したがって、迅速で効果的な
リカバリ方式が実現される。最大でも１つのデータグル
ープ（すなわち最後の活性グループ）しか失われない。

【００３４】キャッシュ実現例〔概説〕好ましい実施例に従うＣＤ−ＲＯＭ７０のため
の光学媒体キャッシュ１００が実現される。図４はＣＤ
−ＲＯＭキャッシュ１００を実現するマイクロコンピュ
ータシステムの部分的なブロック図を示す。ＣＤ−ＲＯ
Ｍ７０からデータを要求するアプリケーションプログラ
ムがＣＰＵ２０によって実行される。ＣＰＵ２０は、ビ
デオデータをビデオプロセッサ３４に送り、オーディオ
データをサウンドカード３８に送り、かつ図形データを
図形コントローラ３２に送ることによって、データの流
れを制御する。典型的には、ＣＰＵ２０は従来のプログ
ラムデータを処理する。したがって、４つのデータスト
リーム（すなわちプログラムデータ、ビデオデータ、オ
ーディオデータおよび図形データ）が存在し得る。たと
えばフルモーションビデオは１秒に付き３０フレーム
（ｆｐｓ）での更新および２４ビットカラー、２．３Ｍ
Ｂ／フレーム（圧縮なし）でのアプリケーションでは１
秒に付き３０−６０ＭＢのスループットを要求し得る。
典型的には、ビデオデータは鮮明なフルモーションビデ
オに必要な維持されたスループットを達成するために圧
縮される。サウンドは圧縮前に１秒に付き１０ＭＢのス
ループットをさらに必要とし得る。必要である維持され
たスループットを達成するために、企業は多くの領域で
性能を最適化している。図５は従来のＣＤ−ＲＯＭ１０
６のレイアウトを示す。記憶トランジスタ１０８はディ
スクの中央に向かってその周りを螺旋状に取り巻いてい
る。性能を最適化するために、プログラマーは頻繁にア
クセスされる部分を推定し、それをディスク１０６の中
央付近にストアする。中央付近のデータは外縁のデータ
よりも速くアクセスできる。さらに、ビデオ画像または
オーディオサウンドクリップのために必要なデータを少
なくするためにビデオ圧縮およびオーディオ圧縮技術が
頻繁に用いられる。この発明は、頻繁にアクセスされる
データをより高速の記憶媒体にストアするための光学媒
体キャッシュを提供することに寄与する。

【００３５】図６は、この発明の一実施例に従うＣＤ−
ＲＯＭリクエスト１１２を処理するためのフローチャー
トを示す。ＣＤ−ＲＯＭ７０からデータを必要とするア
プリケーションプログラムは、ＣＤ−ＲＯＭにストアさ
れたデータのアクセスを可能にするＣＤ−ＲＯＭリクエ
ストをトリガする。このようなデータはＣＤ−ＲＯＭ７
０にあるか、またはＣＤ−ＲＯＭキャッシュ１００に既
にストアされているかもしれない。ユーティリティープ
ログラムまたはオペレーティングシステムサービス１１
０（すなわちキャッシュ実現ソフトウェア）が実行され
て、ＣＤ−ＲＯＭリクエスト１１２を実現する。典型的
には、単一のＣＤ−ＲＯＭリクエストで全部で１のＣＤ
−ＲＯＭセクタにアクセスできる。図６の実施例に従え
ば、データ識別処理はステップ１１４で行なわれて、ス
テップ１１６でＣＤ−ＲＯＭリクエストがＣＤ−ＲＯＭ
キャッシュを用いるべきかどうかを判断する。別の実施
例に従えば、キャッシュ１００は、（１）前のタイムウ
ィンドウ（たとえば１秒）の際に起こった転送が臨界維
持スループットレート（たとえば４０ＫＢ／秒）を超え
るレートで起こったとき、または（２）ＣＤ−ＲＯＭデ
ータリクエストを完了する推定時間が、ハードドライブ
ディスクリクエストを完了する推測時間の特定の割合
（たとえば２５％）以内にあるときには、用いられな
い。

【００３６】キャッシュ１００がこのデータ転送のため
に用いられない場合には、ステップ１１８でデータがＣ
Ｄ−ＲＯＭからＲＡＭ２４に、または処理のための処理
装置（たとえばＣＰＵ２０、図形プロセッサ３２、ビデ
オプロセッサ３４またはオーディオプロセッサ３８）に
転送される。ステップ１２０でリクエストは完了する。

【００３７】キャッシュ１００がこのデータ転送のため
に用いられれば、ルックアップキーがステップ１２２で
導出される。キーはインデックスおよびセクタ番号から
形成される。インデックスは特定のＣＤ−ＲＯＭを特定
するディレクトリテーブル内のエントリを指す。一実施
例では、ディレクトリテーブルは２５５までのＣＤ−Ｒ
ＯＭディスクの値を保持する。このような値は対応する
ＣＤ−ＲＯＭディスクに対して一意的なデータから形成
される。したがって、キーはデータリクエストによって
リクエストされたデータのセクタおよびＣＤ−ＲＯＭデ
ィスクを識別する。データが既にＣＤ−ＲＯＭキャッシ
ュに存在すれば、キーは従来のハッシング表技術を用い
て一次および／または二次キャッシュ内の開始位置に変
換する。具体的には、ステップ１２４で一次キャッシュ
はすべての所望のＣＤ−ＲＯＭデータが既に一次キャッ
シュ１０２にあるかどうかを見るためにテストされる。
もしあれば、ステップ１２６でデータは一次キャッシュ
１０２から読出され、ステップ１２０でリクエストを完
了する。データのいくつかしか見つからなければ、一実
施例ではリクエストはデータの残りをリクエストするよ
うに変更される。その代わりに、全データリクエストが
二次キャッシュ１０４をチェックするために渡される。
すべてのデータが一次キャッシュ１０２に存在しなけれ
ば、二次キャッシュがステップ１２８でテストされて、
すべてまたは残りのデータが二次キャッシュにあるかど
うかを判断する。もしあれば、ステップ１３０でこのよ
うなデータは二次キャッシュ１０４から読出される。ス
テップ１３２で二次キャッシュ１０４からのデータは、
もしあれば一次キャッシュ１０２からのデータと組合さ
れる。リクエストはステップ１２０で完了する。

【００３８】一実施例においては、部分的なヒットがサ
ポートされる。このような場合には、もしあればデータ
リクエストの残りが、ステップ１３４でＣＤ−ＲＯＭ７
０から残りのデータにアクセスするように処理される。
ステップ１３６でこのようなデータは、もしあれば二次
キャッシュ１０４および一次キャッシュ１０２からのデ
ータと組合される。部分的なヒットがサポートされなけ
れば、全データリクエストが渡されて二次キャッシュ１
０４またはＣＤ−ＲＯＭ７０をチェックし、リクエスト
を完了する。キャッシュ１００は次にステップ１３８で
データリクエストをストアするように更新される。好ま
しい実施例に従えば、一次および二次キャッシュ１０
２、１０４は並列して更新される。従来のハッシング
表、二分木またはバランス木がＣＤ−ＲＯＭおよびキャ
ッシュ位置間の相互参照を維持する代替的な方法であ
る。好ましい実施例に従えば、キャッシュ１０２または
１０４が充満すると、データはそれぞれのキャッシュか
ら先入れ先出しの基準を用いて廃棄される。代替的に、
リースト・リーセントリー・ユーズド（least-recently
-used ）またはユーセージ・カウント（usage count ）
基準が、代わりに実現される。ステップ１２０でリクエ
ストは完了される。

【００３９】以下はデータ判別処理（ステップ１１
４）、キープロトコル（ステップ１２２）、およびキャ
ッシュ更新処理（ステップ１３８）に関するさらなる詳
細である。

【００４０】［データ判別処理（ステップ１１４）］図
７−９は３つの代替的な判別処理の実施例のフローチャ
ートである。図７を参照して、データ判別処理実施例Ａ
が示される。ステップ１５０でデータリクエストは、デ
ータが前のリクエストからのデータと連続しているかど
うかを判断するように分析される。データは、前のデー
タリクエストからの最後のセクタに隣接するＣＤ−ＲＯ
Ｍセクタにあれば連続している。連続していなければ、
ステップ１５２で示されるようにデータはキャッシュ化
される。連続していれば、ステップ１５４でソフトウェ
アは、データが臨界維持スループットを超えるレートで
転送されているかどうかをチェックする。もしそうであ
れば、ステップ１５６によって示されるように、キャッ
シュ化が性能を向上しそうにはないのでリクエストがキ
ャッシュ化されない。もしそうでなければ、ステップ１
５２によって示されるようにリクエストはキャッシュ化
される。

【００４１】図８を参照して、データ判別処理実施例Ｂ
が示される。ステップ１６０で、ＣＤ−ＲＯＭアクセス
時間が、前のリクエストおよび現在のリクエストのそれ
ぞれのセクタ位置に基づいて推定される。ステップ１６
２で推定アクセス時間が、ハードディスクアクセス時間
の特定の割合（たとえば２５％）以内にあるかどうかを
判断するために、テストされる。このような割合の範囲
内になければ、リクエストはステップ１６４によって示
されるようにキャッシュ化される。この範囲内であれ
ば、ステップ１６６によって示されるようにリクエスト
はキャッシュ化されない。

【００４２】図９を参照して、データ判別処理実施例Ｃ
が示される。ステップ１７０で、現在のリクエストで特
定されたデータのＣＤ−ＲＯＭセクタが前のリクエスト
のセクタ位置と比較されて、リクエストが短いシーク時
間を有するかどうかを判断する。十分に近くなければ、
リクエストはステップ１７２によって示されるようにキ
ャッシュ化される。十分に近ければ、ステップ１７４で
データ転送レートがテストされて、十分なデータがタイ
ムウィンドウ（たとえば１秒）内で転送されて臨界維持
スループットを超えたかどうかを判断する。臨界維持ス
ループットを超えていなければ、リクエストはステップ
１７２で示されるようにキャッシュ化される。臨界維持
スループットを超えていれば、ステップ１７６で示され
るようにリクエストはキャッシュ化されない。

【００４３】［転送キー導出（ステップ１２２）］キャ
ッシュ１００内のデータのアクセスはルックアップキー
１８０を介して行なわれる。データは電源異常、電力シ
ャットダウンおよび媒体変化の際にも保存されるべきな
ので、キーはデータリクエストが向けられる特定のＣＤ
−ＲＯＭディスクおよびセクタに関する情報を含む。キ
ー自体は３２ビット変数である。図１０を参照して、一
実施例では８つの上位ビットが、不揮発性二次キャッシ
ュ１０４に位置されるＣＤ−ＲＯＭディレクトリ１８４
へのインデックス１８２として機能する。残りの２４ビ
ット１８６はリクエストが送られるＣＤ−ＲＯＭセクタ
１８８を示す。ビットの数および割当ては、さらなるＣ
Ｄ−ＲＯＭをサポートするように変えられる。

【００４４】８ビットインデックス部分は２５６エント
リディレクトリ１８４内のエントリを指す。２５６エン
トリディレクトリはキャッシュ１００が２５５までのＣ
Ｄ−ＲＯＭディスクのデータをストアすることを可能に
する。１つのエントリ１８８（たとえば最後のエント
リ）は、ＣＤ−ＲＯＭドライブが空であるかまたは識別
不能なディスクを含むかを示すように確保される。他の
エントリは一意的なＣＤ−ＲＯＭディスクを識別するた
めのＣＤ−ＲＯＭ識別コードを与える。ディレクトリに
ストアされた各識別コードは６４バイト長である。最初
の６０バイトはＣＤ−ＲＯＭディスクの特定のセクタ内
の最初の６０バイトと考えられる（たとえばセクタ１６
−典型的なヘッダまたはディレクトリセクタ）。最後の
４つのバイトはこのようなセクタのチェックサムを表わ
す。

【００４５】キーインデックス１８２は現在のディスク
のためのＣＤ−ＲＯＭ識別コードを指す。インデックス
が最後のエントリ（すなわちディスクがないことまたは
識別されないディスクを表わすエントリ位置）を指せ
ば、キャッシュ１００は不能化される。

【００４６】キャッシュ１００が活性であるＣＤ−ＲＯ
Ｍリクエストの際に、ルックアップキーが導出される。
上位８ビットが現在のインデックスによって決定され
る。このようなインデックスはＣＤ−ＲＯＭが変わると
常に変化する。下位２４ビットはデータリクエスト内の
セクタアドレスから決定される。次にリクエストされた
データが一次キャッシュ１０２または二次キャッシュ１
０４に既にあるかどうかを判断するためにキーが用いら
れる。一実施例では従来のハッシング表１９０が、ルッ
クアップキーを対応するキャッシュ１００内の位置に変
換するために用いられる。他の実施例では二分木または
バランス木が用いられる。

【００４７】［キャッシュ更新処理（ステップ１３
８）］図１１および１２は、代替的なキャッシュ更新処
理１３８の実施例のフローチャートである。図１１は並
列更新処理２００についてであり、図１２は２段階更新
処理２０２についてである。図１１を参照して、一次お
よび二次キャッシュ１０２、１０４は並列して更新され
る。２つの分岐２０４、２０６が並列更新処理の間に実
行される。一次キャッシュ処理分岐２０４を参照して、
一次キャッシュルックアップテーブルがステップ２０８
でテストされて、一次キャッシュ１０２内にデータリク
エストをストアするのに十分な余地があるかどうかを判
断する。もしなければ、ステップ２１０でデータは廃棄
される。ステップ２１２でルックアップテーブル（たと
えばハッシング表）が更新される。キャッシュ１０２内
に余地があれば、ルックアップテーブルがステップ２１
２で更新される。一次キャッシュ更新分岐２０４の処理
はこれで完了する。ステップ２１４で、二次キャッシュ
処理分岐２０６がもし完了していなければそれを待つ。

【００４８】二次キャッシュ処理分岐２０６を参照し
て、二次キャッシュルックアップテーブルがステップ２
１６でテストされて、二次キャッシュ１０４内にデータ
リクエストをストアする余地があるかどうかを判断す
る。もしなければ、データはステップ２１８で廃棄され
る。その後、または二次キャッシュ１０４内に十分な空
間があれば直接、リクエストがステップ２２０でテスト
されて、更新可能な領域を超えるかどうかを判断する。
更新可能な領域を超えれば、ステップ２２２でリクエス
トが新しい区域で不揮発性ディレクトリを更新するよう
に待ち行列にされる。その後、またはリクエストが更新
可能な領域を超えていなければ直接、データ構造（たと
えばハッシング表）がステップ２２４で更新され、その
ためこのリクエストはその後のアクセスの際に見出すこ
とができる。さらに、データはそれが前から存在したデ
ータに隣接しているかどうかを見るためにチェックされ
る。そうであれば、新しいデータが前から存在するデー
タと連結される。一実施例では、データはハードドライ
ブ二次キャッシュの物理セクタに書込まれる。細分化を
許容する別の実施例では、従来のファイルシステムが、
キャッシュにデータを書込み、これを構成するために用
いられる。二次キャッシュ更新分岐２０６の処理はこれ
で完了する。ステップ２１４で、一次キャッシュ分岐２
０４の処理が完了していなければこれを待つ。両方の分
岐２０４、２０６が完了すれば、キャッシュ更新処理は
ステップ２２６に戻る。

【００４９】図１２は２段階更新処理の実施例を示す。
ステップ２３０で一次キャッシュルックアップテーブル
がテストされて、一次キャッシュ１０２内にデータリク
エストをストアする十分な余地があるかどうかを判断す
る。もしあれば（すなわちイエス）、ステップ２３２で
ルックアップテーブル（たとえばハッシング表）構造が
更新されてそのデータへの将来のアクセスを可能にす
る。もしなければ（すなわちノー）、ステップ２３４で
一次キャッシュ１０２内の何らかのデータがリクエスト
のための空間をあけるように廃棄される。代替実施例に
従えば、先入れ先出し、リースト・リーセントリー・ユ
ーズドまたはユーセージ・カウントの基準がどのデータ
を廃棄するべきかを決定するのに用いられる。次にステ
ップ２３６で二次キャッシュルックアップテーブル（た
とえばハッシング表）がテストされて、二次キャッシュ
１０４内にリクエストをストアする余地があるかどうか
を判断する。もしなければ（すなわちノー）、ステップ
２３８で何らかのデータが二次キャッシュ１０４から廃
棄されて空間をあける。代替実施例に従っても、先入れ
先出し、リースト・リーセントリー・ユーズドまたはユ
ーセージ・カウントの基準がどのデータを廃棄すべきか
を決定するのに用いられる。データが廃棄された（ステ
ップ２３８）後、または二次キャッシュにおける空間の
利用可能性をテストした（ステップ２３６でイエスとな
った）後直接、リクエストはステップ２４０でテストさ
れて、リクエストが更新可能な領域を超えるかどうか
（すなわち書込保護領域に入るか）を判断する。もし超
えれば（すなわちイエスであれば）、ステップ２４２で
リクエストは待ち行列にされて不揮発性ディレクトリ
（たとえばルックアップテーブル構造の一部）を新しい
区域（すなわち更新可能領域と書込保護領域との境界）
で更新する。待ち行列に入れた（ステップ２４２）後、
またはテストの後（すなわちステップ２４０でノーと答
えた後）直接、二次キャッシュデータ構造はステップ２
４４で更新されて、そのデータへの将来のアクセスを可
能にする。次にステップ２３２で一次キャッシュルック
アップデータ構造が更新されてそのデータへの将来のア
クセスを可能にする。データリクエストに関するキャッ
シュ更新処理はステップ２４６で完了する。

【００５０】［データ保全性処理］上述のように、好ま
しい実施例に従えばキャッシュ１００は不揮発性メモリ
空間を含む。したがって、このような空間の内容は電源
異常または電源シャットダウンの後も失われない。この
発明の１局面に従えば、このような電源異常またはシャ
ットダウンの後にもデータを有効に維持するためのステ
ップが取られる。特に、好ましい実施例では、二次キャ
ッシュは一次キャッシュが更新されると必ず更新され
る。さらに、キャッシュのためのディレクトリテーブル
は定期的に一次キャッシュから二次キャッシュにコピー
されて、少なくとも、二次キャッシュ１０４へのこのよ
うな情報の最後のコピーの有効データを確保する。一実
施例に従えば、このコピーはキャッシュ更新プロセス２
００、２０２内でステップ２２０、２２２またはステッ
プ２４０、２４２で必要に応じて行なわれる。好ましい
実施例に従えば、ディレクトリ情報（すなわちDIRECTOR
Y SECTORS ）が、ＣＤ−ＲＯＭセクタの特定された番号
（たとえば１２７）のグループが二次キャッシュ１０４
に書込まれるたびに、二次キャッシュにコピーされる。

【００５１】データ保全性ステップはまた、媒体変化の
際にも有効キャッシュ化データを維持するように取られ
る。上述のように、ＣＤ−ＲＯＭ識別コードのディレク
トリは二次キャッシュ１０４内にストアされる。２５５
までのＣＤ−ＲＯＭのデータが維持される。現在のＣＤ
−ＲＯＭを示す変数が、もしあればこの表へのインデッ
クスのために維持される。ＣＤ−ＲＯＭが除去されれば
必ず、割込ルーチンが現在のＣＤ−ＲＯＭ変数を変えて
ＣＤ−ＲＯＭが存在しないことを示す。ＣＤ−ＲＯＭが
挿入されると必ず、割込ルーチンはＣＤ−ＲＯＭに関す
る情報からＣＤ−ＲＯＭ識別コードを計算し、ディレク
トリをスキャンしてコードが既に二次キャッシュ１０４
に存在するかどうかを見る。存在すれば、コードへのイ
ンデックスが見出され、将来のデータリクエストの間に
キー変数を導出するために用いられる。存在しなけれ
ば、識別コードは次に利用可能なインデックス番号でデ
ィレクトリにストアされる。

【００５２】［二次キャッシュ１０４内の細分化の回
避］好ましくは、キャッシュアクセス時間を最適化する
ように二次キャッシュ１０４内ですべての細分化が避け
られる。ＲＡＭベースの一次キャッシュ１０２における
細分化には大きな時間のペナルティがないので、従来の
ストア機構が一次キャッシュ１０２に対しては用いられ
る。

【００５３】商業的な実施例では、二次キャッシュ１０
４はＤＯＳオペレーティングシステムによってＤＯＳフ
ァイルとして割当てられる。ＤＯＳはファイルをいくつ
かの連続しない物理アドレス領域として割当てる可能性
が高い。したがって、ファイルは既に開始時に細分化さ
れている。この発明の１局面は、オペレーティングシス
テムによる細分化を最小にして、細分化を進める方式を
避けることである。オペレーティングシステムが初期の
細分化を助長することを避けるために、キャッシュファ
イルは書込保護隠しファイルとして規定される。このよ
うな属性を備えて、ＤＯＳはファイルが物理アドレス空
間で動くことを許可しない。

【００５４】通常の動作の間の細分化を避けるために、
制御が実現される。まず、キャッシュ１０４にデータを
ストアするとき、先のデータリクエストＣＤ−ＲＯＭセ
クタが追跡されて、現在のリクエストがキャッシュファ
イルの活性グループ内の先行のリクエストからのデータ
に隣接するデータに対してであるかを判断する。そうで
あれば、これはデータがキャッシュファイル内の物理ア
ドレス空間において連続するように先行のデータと連結
される。さらに、後続のデータリクエストが共通の開始
セクタを共有することなく２つのデータリクエストを重
ねるデータに対するものであれば、リクエストされたデ
ータはキャッシュファイル内の物理アドレスにおいてと
もにストアされる。既存のデータはキャッシュ内に留ま
り、有効である。したがって、キャッシュファイルのあ
る部分が冗長データを含み得る。このようにして（部分
ヒットではなく）キャッシュ内で完全なヒットを有する
確率を高くすることによって平均アクセス時間を向上す
る。

【００５５】タイムベースの廃棄方式を用いて起こるよ
うなさらなる細分化を避けるために、変更された先入れ
先出し（ＦＩＦＯ）廃棄方法がキャッシュファイルを更
新するために用いられる。完全に連続したキャッシュフ
ァイルに関しては、最初に書込まれたデータはキャッシ
ュファイルが充満すると廃棄される最初のデータとな
る。しかしながら、最初に細分化されているキャッシュ
ファイル（すなわちＤＯＳファイル）については、ＦＩ
ＦＯ方式はデータリクエストが物理アドレス空間の連続
しない２つの領域間で細分化されないように変更され
る。たとえば、キャッシュファイルが３つの別個の物理
アドレス空間によって形成されていれば、データリクエ
ストは２つ以上のこのような領域にストアするように分
割されない。第１の領域が上書きされて、第１の領域の
残りの空間に適合しないデータリクエストが起これば、
データリクエスト全体が第２の領域の始めに書込まれ
る。このＦＩＦＯ方式は、後続のデータリクエストが第
１のデータ領域の残りの部分に適合できるかどうかを判
断するためにテストされるので、「変更された」ＦＩＦ
Ｏ方式と考えられる。もし適合すれば、そこにストアさ
れる。もししなければ、これはＦＩＦＯ基準に基づいて
次の部分を上書きして第２の領域内にストアされる。

【００５６】キャッシュ実現ソフトウェアキャッシュ実現ソフトウェアの部分に関する擬似コード
は付録Ａとして含まれる。キャッシュ実現ソフトウェア
はＣＤ−ＲＯＭキャッシュ１００を形成し、維持するた
めのシステムサービスユーティリティである。付録は４
つの部分を含む。第１部はハードトランジスタ６０上に
位置されるキャッシュ１００のＤＯＳファイル実施例の
ためのデータ構造を規定する擬似コードである。この構
造は、電源異常／シャットダウンおよびスタートアップ
の後のリカバリを含む初期化の際に規定される。第２部
はマルチＣＤ−ＲＯＭのためのサポートを規定する擬似
コードである。第３部はデータリクエストにサービスす
るための擬似コードエントリである。第４部は細分化を
避ける態様でキャッシュを更新することに関するデータ
リクエストサービスの部分に関する擬似コードである。
好ましい実施例において、キャッシュ実現ソフトウェア
は、ＤＯＳデバイスドライバ設計の分野の当業者である
プログラマによって認められるように、速く効率的なデ
バイスドライバコードを与えるような態様でインライン
アセンブリコードを有するＣ言語で書込まれる。

【００５７】［初期化／リカバリ（付録第１部参照）］
パワーアップの際に、初期化ルーチンはＤＯＳキャッシ
ュファイルが前に規定されているかどうかを判断するた
めにチェックする。もしされていなければ、ファイルが
形成され、パラメータが初期値に設定される。ファイル
が既に存在すれば、これは電源異常または電源シャット
ダウンに続くエントリである。図１３は、キャッシュ１
００または二次キャッシュ１０４として機能するキャッ
シュファイル２５０の論理図である。ファイルはキャッ
シュ化データ領域２５２、ヘッダ２５４、ＣＤ−ＲＯＭ
のディレクトリ１８４（図１０も参照されたい）、およ
びＣＤ−ＲＯＭセクタのディレクトリ２５６を含む。

【００５８】ヘッダ２５４は変数ＭＡＸ＿ＤＩＳＣ、Ｄ
ＩＳＣＳＥＣＴＯＲＳ、ＮＥＸＴＳＥＣＴＯＲおよびＮ
ＥＸＴＭＡＲＫＥＲを含む。ＭＡＸ＿ＤＩＳＣはＣＤ−
ＲＯＭディレクトリ１８４において割当てるべき次のイ
ンデックス値である。ＤＩＳＣＳＥＣＴＯＲＳはキャッ
シュ化データ領域２５２において用いられる論理ディス
クセクタの番号である。ＮＥＸＴＳＥＣＴＯＲはデータ
をストアするためのキャッシュ化データ領域２５２内の
次の論理セクタである。ＮＥＸＴＭＡＲＫＥＲはＣＤ−
ＲＯＭセクタのディレクトリ２５６にエントリを付加す
るためのマーカーとして用いる次の値である。

【００５９】ＣＤ−ＲＯＭのディレクトリ１８４は付録
の第２部に関して説明され、既に「転送キーの導出」
（図１０）のセクションで説明した。

【００６０】ＣＤ−ＲＯＭセクタのディレクトリ２５６
は、キャッシュ化されたデータをＣＤ−ＲＯＭセクタア
ドレスに相関させ、電源異常または電源シャットダウン
の後に不揮発性キャッシュ内容を回復させるための機構
である。キャッシュ化データ領域２５２は一度に単一の
１２７セクタ領域を活性にするように管理される。この
領域は活性グループと称される。この領域は１２７のＣ
Ｄ−ＲＯＭセクタのサイズに対応する。活性グループが
充満されると、マーカーが計算され、１２７セクタの各
々に関する転送キーがセクタのディレクトリ２５６にコ
ピーされる。領域が充満する前に電源異常／シャットダ
ウンが起これば、活性領域内のデータはリカバリの際に
無効である。結果として、電源異常またはスタートアッ
プの後に失われるのはキャッシュの僅かな部分だけであ
る。この損失は速度とのトレードオフと考えられる。セ
クタのディレクトリ２５６はキャッシュデータ領域２５
２への各セクタ書込で更新され得る。しかしながら、こ
れは作業を２倍にして、実行を遅くするであろう。望ま
しい速度を達成するために、セクタ転送キーは活性領域
が充満した後のみにディレクトリ２５６に書込まれる。
このようなときに、マーカーはヘッダ１８４からのＮＥ
ＸＴＭＡＲＫＥＲ値を用いて計算され、次に後続のアク
セスに関するＮＥＸＴＭＡＲＫＥＲ値を増分する。

【００６１】ファイル２５０がストアされるハードドラ
イブが不揮発性であるので、ファイルの内容は電力が失
われても残る。しかしながら、上述のように、領域２５
２内の活性グループはリカバリの際に無効である。これ
は、領域２５２の更新のたびに値がディレクトリ２５６
にストアされるわけではないためである。ヘッダ２５４
における変数はまた最後の活性グループの閉鎖の前に変
わっているかもしれないので、ヘッダ２５４のＭＡＸ＿
ＤＩＳＣ値のみが有効と考えられる。したがって、ＤＩ
ＳＣＳＥＣＴＯＲＳ、ＮＥＸＴＳＥＣＴＯＲおよびＮＥ
ＸＴＭＡＲＫＥＲはリカバリの際に導出される。導出さ
れれば、このような情報は一次キャッシュ１０２にスト
アするためのハッシング表または他の相互参照ルックア
ップテーブルを導出するのに用いられる。

【００６２】ＤＩＳＣＳＥＣＴＯＲＳに関する値は、キ
ャッシュファイルサイズを決定するためにＤＯＳＦＡ
Ｔテーブルを割当て、次にＤＩＲＥＣＴＲＯＹＳＥＣ
ＴＯＲサイズを減じ、ＣＤ−ＲＯＭＤＩＲＥＣＴＯＲ
ＹおよびＨＥＡＤＥＲ空間について訂正することによっ
て導出される。ＮＥＸＴＭＡＲＫＥＲは、入れられた最
後のグループを見出すようにＣＤ−ＲＯＭセクタのディ
レクトリ２５６をスキャンすることによって導出され
る。マーカーは増分的順序で割当てられるので、最後の
グループは連続しないマーカー番号の１つ前（たとえば
マーカー１１２、１１３１、１１４、２、３を有するグ
ループに関しては、書込まれた最後のグループはマーカ
ー１１４を有している。）である。ＮＥＸＴＭＡＲＫＥ
Ｒは次に連続番号（たとえば１１５）としてストアされ
る。ＮＥＸＴＳＥＣＴＯＲが次にＤＩＲＥＣＴＲＯＹ
ＳＥＣＴＯＲの開始からのオフセットを識別することに
よって導出される。キャッシュデータ領域およびＤＩＲ
ＥＣＴＲＯＹＳＥＣＴＯＲ領域は１対１対応である。
したがって、ＮＥＸＴＭＡＲＫＥＲを識別することによ
って、ＮＥＸＴＳＥＣＴＯＲは簡単に識別される。導出
されたヘッダ情報を用いて、ＤＩＲＥＣＴＲＯＹＳＥ
ＣＴＯＲ２５６、ＤＩＳＣ＿ＤＩＲＥＣＴＯＲＹ１８
４、ヘッダ２５４、および領域２５２内のデータは、一
旦ルックアップテーブル構造（たとえばハッシング表）
が導出されて一次キャッシュ１０２にストアされれば、
通常の動作のために利用可能である。

【００６３】［マルチＣＤ−ＲＯＭのためのサポートの
維持（付録第２部を参照）］初期化／リカバリの際に、
ＣＤ−ＲＯＭドライブ６８は、ＣＤ−ＲＯＭ７０が存在
するかどうかを見るようにテストされる。存在すれば、
その識別コードが読出／導出され、ＤＩＳＣ＿ＤＩＲＥ
ＣＴＯＲＹ１８４が現在のＣＤ−ＲＯＭインデックス値
を識別するように、および必要であれば新しいＭＡＸ＿
ＤＩＳＣ値を識別するようにテストされる。存在しなけ
れば、インデックスはディスクなしを示す（すなわちキ
ャッシュ不能化）。

【００６４】コード化される実施例では、ＣＤ−ＲＯＭ
識別コードは６４バイト長である。最初の６０バイトは
ＣＤ−ＲＯＭのセクタ１６の最初の６０バイトであるよ
うに設定される。これは典型的にはＣＤ−ＲＯＭに関す
るヘッダ情報であり、所与のＣＤ−ＲＯＭに対して一意
的である可能性が高い。しかしながら、冗長コードを避
けるためのさらなる手段を与えるために、コードの最後
の４バイトがこのようなセクタ１６のチェックサム値と
して設定される。現在のＣＤ−ＲＯＭに関して導出され
たコードはＣＤ−ＲＯＭディレクトリ１８４にストアさ
れる。ディレクトリ１８４はこれが既にストアされたか
どうかを見るようにスキャンされる。もしされていれ
ば、現在のインデックスが前にストアされた値へのイン
デックスとして設定される。されていなければ、次に利
用可能なインデックスが割当てられ、ＭＡＸ＿ＤＩＳＣ
が現在の次に利用可能なディレクトリ位置を指すように
増分される。

【００６５】媒体における変化が（割込によって）検出
されるたびに、マルチＣＤ−ＲＯＭをサポートするため
のコードが、もしあれば、現在のＣＤ−ＲＯＭを識別す
るように実行される。

【００６６】［データリクエストサービス（付録第３部
参照）］キャッシュ１００が形成され、または回復され
て、現在のＣＤ−ＲＯＭが識別されると、キャッシュ１
００の通常の動作が続く。一実施例では、キャッシュ１
００は有効ＣＤ−ＲＯＭがロードされると活性である。
しかしながら、時としてキャッシュ１００はデータ判別
処理によって非活性化され得る（すなわちディスクリミ
ネータが現在のデータリクエストはキャッシュ化される
べきでないと判断する）。キャッシュ１００を非活性化
する他の基準を実現してもよい。

【００６７】通常動作に関して、ホストマイクロコンピ
ュータで実行されるアプリケーションプログラムはＣＤ
−ＲＯＭからデータをリクエストする。典型的には、こ
れはオペレーティングシステムに対するＩ／Ｏ読出コー
ルとして実行される。この発明のキャッシュ実現ソフト
ウェアは、データリクエストを処理するためのシステム
サービス／ユーティリティとしてオペレーティングシス
テムにフックする。

【００６８】機能ｃｈｅｃｋ＿ｃａｃｈｅが各ＣＤ−Ｒ
ＯＭＩ／Ｏについて呼び出されて、リクエストされたデ
ータのセクタが既にキャッシュ１００にあるかどうかを
判断する。より低いレベルのルーチンｉｎ＿ｃａｃｈｅ
およびｉｎ＿ｄｉｓｋ＿ｃａｃｈｅは、ヒットに関して
一次キャッシュ１０２および二次キャッシュ１０４をチ
ェックする。ルーチンａｄｄ＿ｃａｃｈｅおよびａｄｄ
＿ｄｉｓｋ＿ｃａｃｈｅはデータをそれぞれのキャッシ
ュ１０２、１０４に加え、ルックアップテーブルを更新
して将来のアクセスを可能にする。

【００６９】ｃｈｅｃｋ＿ｃａｃｈｅはデータディスク
リミネータ実施例Ａ（図７参照）を実現する。ＣＤ−Ｒ
ＯＭからのデータ転送のスループットは変数ＴＩＣＫＳ
をカウントすることによってモニタされる。変数ｆｉｒ
ｓｔ＿ｓｅｃｔｏｒおよびｎｅｘｔ＿ｓｅｃｔｏｒは、
シーケンシャルなデータリクエストが連続するデータに
対してであるかどうかを判断するように維持される。も
しそうであれば、データはハードディスク上の連続する
セクタにストアされて、細分化を避ける。

【００７０】［細分化の回避（付録第４部参照）］コー
ド化される実施例について、二次キャッシュ１０４はＤ
ＯＳファイルとして形成される。従来のＤＯＳファイル
システムを用いる問題は、キャッシュファイルの細分化
が起こり得ることである。これは最終的にファイルシス
テムの細分化を解消する（defragment）必要性を生み、
これに多くの時間を費やすこととなる。キャッシュファ
イルの細分化の解消が行なわれれば、各マルチセクタＣ
Ｄ−ＲＯＭリクエストは、多数の異なるディスクリクエ
ストとなるであろう。各ディスクリクエストがローテー
ションの待ち時間およびヘッドのシークを伴い、これは
典型的には合わせて２０ミリ秒かかるので、ディスクド
ライブからの全体のスループットは徐々に低下してＣＤ
−ＲＯＭドライブよりも悪くなってしまう。一実施例に
おいて、ＤＯＳパーティション全体がキャッシュファイ
ルに割当てられる。しかしながら、このようなアプロー
チは物理ディスク空間のすべてを既存のパーティション
に既に割り当てている既存のシステムをアップグレード
するには実用的ではない。実現される実施例において、
（オペレーティングシステムによってもたらされる）初
期細分化は許容されるが、さらなる細分化は避けられ
る。さらなる細分化を避けるのは、ファイルシステムに
よってディスク空間を割当て、オペレーティングシステ
ムによって動かされないように空間を書込保護すること
によって達成される。キャッシュファイルに関するＤＯ
Ｓ属性をＳＹＳＴＥＭ、ＨＩＤＤＥＮおよびＲＥＡＤ−
ＯＮＬＹと設定することによって、ＤＯＳはキャッシュ
ファイルをさらに細分化することはない。これは割当て
られた物理セクタをデフラグメンタが動かすことをも避
ける。

【００７１】データを廃棄するときに細分化を進めるの
を避けるために、さらなる方法が用いられる。キャッシ
ュファイルが充満すると、既に存在するデータは新しい
データがストアできるように上書きされる。一実施例に
おいて、空間割当て廃棄アルゴリズムが実現される。フ
ァースト・ヒットアルゴリズムに従えば、現在のリクエ
ストを収容するのに十分大きい第１の既に割当てられた
領域について空間がスキャンされる。このようなアルゴ
リズムは通常はさらなる細分化を生まない。さらに別の
実施例では、全く同じサイズの前に割当てられた領域を
見出すエグザクトフィットアルゴリズム（exact fit al
gorithm ）が実現され、これも細分化をもたらさない。
これらのフィットベースのアルゴリズムでの問題は、キ
ャッシュ実現に処理オーバヘッドを加えることと、適切
なサイズの空間が見つからないときにフォールバックケ
ースが必要であることである。

【００７２】実現される（好ましい）実施例では、変更
された先入れ先出し廃棄基準が用いられる。このような
アプローチは必ず空間を見出すので高速である。これは
またスタートアップの際に速いキャッシュリカバリを可
能にする初期化方法との相互作用を与える利点を有して
いる（リカバリの手順については付録第１部を参照され
たい）。ＦＩＦＯ実現のさらに別の利点は、現在のセク
タが再利用される前にキャッシュファイル全体が完全に
充満される必要があることである。

【００７３】キャッシュファイルは初期細分化を有し得
るので、実現されるようなＦＩＦＯ方法は、データリク
エストがキャッシュファイル２５０の物理アドレス空間
の２つの連続しない領域間で細分化されないように変更
される。たとえば、キャッシュファイル２５０が３つの
別個の物理アドレス空間によって形成されていれば、デ
ータリクエストは２つ以上のこのような領域にストアさ
れるように分割されない。データリクエストがこのよう
な領域の残りの物理アドレス空間に適合しないときに第
１の領域を上書きするのであれば、データリクエスト全
体が第２の領域の始めに書込まれる。ＦＩＦＯ方式は、
後続のデータリクエストが第１のデータ領域の残りの部
分に適合できるかどうか判断するためにテストされるの
で、変更されたＦＩＦＯ方式と考えられる。適合すれ
ば、これはそこにストアされる。適合しなければ、同じ
ＦＩＦＯ基準を用いて次に利用可能な部分を上書きして
第２の領域にストアされる。

【００７４】物理レベルでの細分化検出のために、ファ
イルシステムはキャッシュファイル２５０が形成された
後にバイパスされる。結果として、ＤＯＳのファイル割
当てテーブル（ＦＡＴテーブル）がアクセスされて、Ｄ
ＯＳによって形成されたファイルの実際の物理レイアウ
トを判断する。物理レイアウトが利用可能となれば、リ
クエストが物理的に連続した態様で適合するかどうかを
検出することが可能である。上述のように、変更された
ＦＩＦＯのアプローチでファーストフィットが実行でき
る。キャッシュファイルが非常に細分化されている場合
には、キャッシュファイルの使用は最適とは言えない
が、性能は細分化されないファイルに非常に近い、とい
うのは唯一の付加的なオーバヘッドが物理レベルでのフ
ァーストフィットスキャンであるからである（これはデ
ィスクＩ／Ｏと同じ数を有する）。

【００７５】別の問題は、ユーザのデータアクセスパタ
ーンによって起こる論理アドレス空間細分化の可能性で
ある。これは、ＣＤ−ＲＯＭリクエストがシーケンス外
で起こるとき、またはアクセスパターンが、同じセクタ
がアクセスされた２回目には異なる場合に起こる。以下
のシーケンスを検討する。

【００７６】１０００から１０セクタ１０２０から１０セクタ１０１０から１０セクタ１００５から１０セクタ１００５からの１０セクタに対する最後のリクエストは
論理セクタレベルで連続していないであろう。キャッシ
ュファイルの論理レベル細分化は、連続していないＣＤ
−ＲＯＭセクタを互いに隣接しておくときに起こる。論
理的細分化を避けるために、これらのセクタは各セクタ
が既にキャッシュにあるときでも連続してストアされる
べきである。これは変わったアプローチであるが、驚く
ほどの利点を与える。従来は、冗長な情報をストアする
のは非効率であると考えられていた。しかしながら、そ
うすることによってデータは１つのデータリクエスト記
憶領域から利用可能である。これは結果として、データ
が２つのリクエスト記憶領域から合わせられるよりもア
クセスを速くする。幸い、このようなアクセスパターン
は珍しく、これからもそうであると考えられるので、冗
長性を許容することが従来懸念されていた大きな非効率
性を生むとは考えにくい。

【００７７】価値のある有利な効果本発明の１つの価値のある効果は、光学記憶媒体にスト
アされたデータへのアクセス時間が向上されることであ
る。これにより、マルチメディア、ハイパメディア、ア
ニメーションおよび他の多くのデータストリームの応用
に関して特に利点が得られる。別の利点は、システムＲ
ＡＭの一部分とユーザのハードドライブの一部分とを割
当てることによってマイクロコンピュータにおいて既存
の資源を用いてキャッシュ構造を実現できることであ
る。キャッシュ実現ソフトウェアによってキャッシュ構
造が規定されかつ動作が制御される。何時間または何週
間という期間にわたって満たされる大容量キャッシュを
実現しかつシャットダウンおよびＣＤ−ＲＯＭスワッピ
ングが生じてもキャッシュデータの保全性を維持するこ
とによって、（「パワーオン」または「媒体のスワッピ
ング」のたびに使用の待ち時間を受け入れるのではな
く）長期間にわたって性能の改善を維持することができ
る。したがって、光学記憶媒体に関するアクセス時間を
向上させるためのコストの効率がよく技術的に効果的な
キャッシュが実現される。

【００７８】代替実施例本発明の代替実施例に従えば、種々の構成および特徴の
サブセットが実現され得る。たとえば、単一段大容量キ
ャッシュは、ハードディスクドライブ７０または別の大
容量データ構造の一部分を用いて実現され得る。

【００７９】さらに、ハードドライブ部分がＤＯＳファ
イルを介して割当てられる実施例では、物理アドレス空
間を直接割当てる場合よりも、キャッシュ化されたデー
タがさらに細分化される。幾つかの実施例では、電源異
常が起こったときおよび媒体が変わったときのデータの
保全性はサポートされない。

【００８０】本発明の好ましい実施例はＣＤ−ＲＯＭに
アクセスするためのものであるが、「フロプティカル(f
loptical) 」ドライブ、ベルヌーイドライブ、ＷＯＲＭ
ドライブ、ＣＤ−Ｉドライブおよび光磁気ドライブを含
む他の光学媒体を、本発明の実施例に従った大容量キャ
ッシュとともに用いてもよい。

【００８１】実施例は１０ＭＢまたは２０ＭＢないし１
４０ＭＢのキャッシュファイルまたは２次キャッシュに
関して記載されるが、サイズに上限はない。

【００８２】したがって、本発明の好ましい実施例を図
示しかつ説明したが、種々の変形例、変更例および均等
物を用いることも可能である。したがって、上述の説明
は前掲の特許請求の範囲によって規定される本発明の範
囲を限定するものとして捉えられるべきではない。

【００８３】［付録Ａ］キャッシュを実現するための擬似コードリストバラード・シナージィ・コーポレイション（Ballard Sy
nergy Corporation) 1994 年版権 (未出版) ［第１部］／＊ハードディスクキャッシュファイルの初期化／回復（Ｄ
ＯＳファイル実施例）ディスクベースキャッシュファイルには４つの異なる部
分がある。その大部分はキャッシュ化されたデータ自身
であり、その後、ディレクトリヘッダ、ＤＩＳＣ＿ＤＩ
ＲＥＣＴＯＲＹデータ構造、およびディレクトリセクタ
が順に続く。ディレクトリヘッダは、ディスクベースキ
ャッシングコードによって用いられる値を含む。リブー
トに耐える唯一のフィールドは max＿discフィールドで
あり、これはその次のＣＤ−ＲＯＭＤＩＳＣ番号を割
当てるために用いられる。DISC＿DIRECTORY はＤＩＳＣ
当り６４バイトを含み、ディレクトリセクタはＣＤＲ
ＯＭセクタマッピングテーブルに対する論理セクタを含
む。ＣＤＲＯＭセクタ番号は実際には、ＣＤ−ＲＯＭ
ディスク番号と実際のＣＤＲＡＭセクタとの合成数で
ある。ディレクトリセクタの各々は、マーカと、１２７
個のＣＤ−ＲＯＭセクタ番号とを含む。ＣＤ−ＲＯＭセ
クタ番号の各々は、ファイルの初めに含まれるキャッシ
ュ化されたデータに直接マップする。ファイルレイアウト： CACHED DATA キャッシュ化されたＣＤ−ＲＯＭ
セクタの各々に関して４×５１２バイトセクタ DIRECTORY HEADER 以下に示す struct directory 参
照 DISC＿DIRECTORY 第２部参照 DIRECTORY SECTORS １２７個のＣＤ−ＲＯＭセクタの
各々に関して１つの５１２バイトセクタ４バイトマーカ１２７×４バイトＣＤ−ＲＯＭセクタ番号１バイトＤＩＳＣ番号＋３バイトの実際のセクタ番号＊／ ♯define DIRHEADERSIZE 4 ／＊ディレクトリヘッ
ダのサイズ＊／ ♯define DIRSIZE 36 ／＊ディレクトリヘッ
ダのサイズ＋DISC＿SECTORS ＊／／＊ディレクトリ構造は、ディスクベースキャッシングコー
ドを用いるための初期化の間に計算される。現在、 max
＿discフィールドだけがそのまま用いられている。記載
された実施例は２５５の異なるＣＤ−ＲＯＭディスクを
サポートするが、これは、ブートの間にディレクトリセ
クタをスキャンし、かつＤＩＳＣ番号を再割当てし、か
つ max＿discを計算することによって変えることができ
る。これにより、ディレクトリヘッダをセーブしかつそ
れをディスクに回復する必要がなくなる。これにより、
いずれのときにも一度に２５５個のディスクという制限
だけで、時間の経過に応じて任意の数のＣＤ−ＲＯＭデ
ィスクをサポートすることが可能となる。］ DIR.disksectors は、キャッシュ化されたＣＤＲＯＭ
セクタの数＊４に等しい。これは、キャッシュ化された
データ領域に関する論理ディスクセクタの最大値であ
る。DIR.nextsectorは、キャッシュ化されたデータ領域
において割当てるための空いている空間または空間を見
つけ出すための開始点であるその次の論理セクタであ
る。DIR. max＿discは、その次に用いられるべきＤＩＳ
Ｃ番号である。DIR. marker は、その次に用いられるべ
きディレクトリセクタマーカ値である。ディレクトリセ
クタの各々の初めのマーカは、データ構造の状態を、シ
ステムシャットダウン（またはクラッシュ）の前のその
データ構造のように再びつくり出す方法の鍵である。い
ずれの時にも、キャッシュデータ領域に値する１２７個
のＣＤセクタの１つの活性グループがある。一旦この領
域が不所望であるように変えられるかまたは不所望であ
ると考えられれば、この１２７個からなるグループに対
応するディレクトリセクタがファイルに書込まれる。シ
ステムがシャットダウンされかつ再始動されると、シャ
ットダウン時の活性グループが発見され、初期化後の最
初の活性グループとして再活性化される。通常の環境下
ではキャッシュ化されると忘れられることが可能なデー
タのほとんどは１２６個のＣＤＲＯＭセクタであるた
め、キャッシュデータファイルの全体のサイズに関し
て、再キャッシュ化されなければならないのは非常に少
量のデータであることになる。この方法の別の大きな利
点は、キャッシュ化されたデータの２５４Ｋバイト毎に
余分な５１２バイトセクタの書込が１つしかないことで
ある。隣接するセクタのマーカがその前のセクタよりも
大きいため、ディレクトリセクタのすべてのマーカをス
キャンして、非増分マーカを有する対を見つけ出すこと
によって活性セクタを検出することができる。＊／ struct directory ｛ ushort max＿disc；／＊その次に用いるべきＤ
ＩＳＣ番号＊／ ulong disksectors; ／＊キャッシュ化されたcd
＿sectors ＊４＊／ ulong nextsector; ／＊０ないしdisksectors
−１＊／ ulong marker; ／＊ディレクトリセクタの
ためにその次に用いるべきＩＤ番号＊／＊／ … ｝DIR ；／＊初期化の間に一度Init（filesize）機能が呼出される。
これは、すべてのデータ構造、特に、ディスクベースキ
ャッシングをサポートするためのデータ構造を設立する
役割を果たす。filesizeのパラメータは、キャッシュデ
ータファイルのＤＯＳファイルサイズである。主要な第
１のステップは、データ領域にキャッシュ化されたＣＤ
−ＲＯＭセクタの数を計算することである。この数に４
を乗算することによって、DIR.disksectors が得られ
る。一旦これがわかると、ファイルの異なる部分に関す
る正確なオフセットを容易に計算することができる。デ
ィレクトリヘッダは、DISC＿DIRECTORY に符号化される
異なるＣＤ−ＲＯＭディスクの数を検索するために読込
まれる。その後、DISC＿DIRECTORY がディスクファイル
から検索される。最後に、ディレクトリセクタが読込ま
れかつ DIR.nextsector および DIR.marker が計算さ
れ、一方、ディスクキャッシングデータ構造が再びつく
り出される。＊／ int Init (ulong filesize) ｛ ulong disksector; ／＊論理から物理セクタへの変換のために用いられる＊／ ulong cd＿sectors; ／＊データ領域にキャッシュ化されるｃｄセクタの数＊／ ulong variable＿size; ／＊cd＿sectors によって変わるファイルのサイズ＊／ ulong tablesize; ／＊ディレクトリセクタの数＊／ uchar sectorbuf [512];／＊１つのディスクセクタの記憶＊／ ushort i; ／＊ループカウンタ＊／ ulong table ＿entries;／＊ディスクデータ構造を初期化している間のループカウンタ＊／ uchar wrapped ＝０; ／＊マーカがラップアラウンドしたかどうかを示すためのフラグ＊／ last＿marker＝０; ／＊その前のディレクトリセクタのマーカの値＊／｝／＊一定のサイズを有するディレクトリおよびマーカを減じる。セクタは１で始まるため、４バイトは余分のマーカのためのものである。＊／ variable＿size ＝ filesize − DIRSIZE ＊512 −4 ；／＊ＣＤＲＯＭセクタの各々は２０４８バイトでありセクタの各々に関して ulong があるため、サイズの最初の推定値を２０５２で除算する必要がある。＊／ cd＿sectors ＝ variable ＿size ／ 2052L；／＊cd＿sectors の上述のような計算が常に正しいわけではないのは、各々のディレクトリセクタのマーカによって占められる各々のＣＤＲＯＭセクタに関して４／１２７バイトがあるからであり、これは、大きいファイルに関しては４／１２７が大きい数となり得ることを意味する。これは初期化時に一度だけ行なえばよいため、実行の効率は関係ない。単純なシリアルサーチが行なわれる。＊／（ｉ＝０；ｉ＜３００００；ｉ＋＋）に関して｛／＊ファイルの可変部分の実際のサイズを計算する＊／ tablesize ＝ cd＿sectors ＊2052L + (4＊ cd＿sectors)／127 ；／＊それが以前からのものと同じであれば、それを発見したことになる＊／ (tablesize＝＝variable＿size )の場合 break;／＊これは通常最初の反復時に生じる＊／／＊正確に一致するものがなければその次の値を試す＊／ cd＿sectors ++ ; ｝（ｉ＝＝３００００）の場合／＊この値になれば、一致するものはない＊／ return(ERROR); DIR.disksectors = cd＿sectors ＊ 4; ／＊512 バイトセクタカウントに変換する＊／／＊ディレクトリはキャッシュデータの直後に開始する。最初の部分は、ディレクトリ構造を含むディレクトリヘッダである＊／ disksector = DIR.disksectors; real＿sector(&disksector); ／＊物理セクタ番号に変換する＊／ diskread(&DIR,disksector, DIRHEADERSIZE); ／＊ファイルからヘッダを読出す＊／／＊ファイルからのディスクセクタの値が同じでなければ、アボートする＊／ (DIR.disksectors ! = cd ＿sectors ＊ 4)の場合 return(ERROR); ／＊今 DIR.disksectorsおよび DIR.max＿discが適切に設定されており、ファイルから DISC ＿DIRECTORY を読込むことができる。これはヘッダの直後に開始する＊／ disksector = DIR.disksectors + DIRHEADERSIZE; real＿sector(&disksector); ／＊物理セクタに変換する＊／ diskread (DISC＿DIRECTORY, disksector,DIRSIZE −DIRHEADERSIZE); ／＊読込＊／／＊ディレクトリヘッダの値を適切なデフォルトに初期化する＊／ DIR.nextsector = 0; DIR.marker = 1; (table＿entries = 0; table＿entries<cd＿sectors; table ＿entries + 127)に関して｛ (table＿entries%127) = = 0) の場合／＊sectorbuf がすべて使い果たされる＊／｛／＊その次のものを読込むために論理セクタを計算する＊／ disksector =DIR.disksectors + DIRSIZE + table ＿entries/127; real＿sector(&disksector); ／＊物理セクタに変換する＊／ diskread(sectorbuf, disksector,1) ; ／＊それを読込む＊／｝／＊活性ディレクトリセクタを見つけるためにマーカを見る＊／ (＊(ulong＊)sectorbuf = = 0) の場合／＊マーカの初期値＊／｛ (wrapped) の場合／＊ラップされかつ使用されていない領域を有するのは違法である＊／ return(ERROR) ；それ以外の場合／＊活性ディレクトリセクタを発見した＊／｛／＊nextsectorをこのグループの始めに設定する＊／ DIR.nextsector = table＿entries ＊4; ／＊マーカをその前のマーカ以前のマーカに設定する＊／ DIR.marker = last ＿marker +1; break; ／＊終了＊／｝／＊このディレクトリセクタからのエントリをすべて違法であるとしてマークし、これは対応するデータ領域がまだ用いられていないからである＊／（ｉ＝１；ｉ＜１２８；ｉ＋＋）に関して｛／＊add ＿cd＿sector()により、ディスク機能によってさらなるアクセスを行なうことができるようにデータ構造が更新される＊／ add ＿cd＿sector(ILLEGAL＿SECTOR); ／＊１２７によってブロックしているため、オーバランしていないことを確かめる＊／ (table＿entries +i > = cd ＿sectors)の場合｝／＊以前に０の値のディレクトリセクタを発見した＊／／＊０以外はいずれも違法の値である＊／ last＿marker = ILLEGAL＿SECTOR; ｝／＊マーカがその前のマーカ以前のマーカと等しくなければ、活性ディレクトリセクタを発見していたかもしれない＊／他の場合で( ＊(ulong＊) sectorbuf ! = last＿marker +1)の場合｛／＊既に０のマーカをラップしたかまたは発見していれば、アボートする＊／ (wrapped‖last＿marker = = ILLEGAL＿SECTOR) の場合｛ DIR.nextsector = 0; return(ERROR); ｝それ以外の場合／＊活性領域を無視する＊／｛／＊これが最初のディレクトリセクタでなければ、wrapped を設定する＊／ (table＿entries)の場合 wrapped =1; ／＊このグループの始めに nextsector を設定する＊／ DIR.nextsector = table＿entries ＊4; ／＊マーカをその前のマーカ以前のマーカに設定する＊／ DIR.marker = last ＿marker +1; ／＊現在の値で始まる新しいマーカシーケンスを開始する＊／ last＿marker = ＊(ulong＊) sectorbuf; ／＊このディレクトリセクタからのすべてのエントリを違法としてマークする。これは、活性グループのキャッシュ化されたデータの保全性を悪化させるいかなる電力異常からも保護するために行なわれる＊／（ｉ＝１；ｉ＜１２８；ｉ＋＋）に関して｛／＊add ＿cd＿sector()によって、ディスク機能によってさらなるアクセスができるようにデータ構造が更新される＊／ add ＿cd＿sector(ILLEGAL＿SECTOR); ／＊ブロックしているため、オーバランしていないことを確認する＊／ (table＿entries +i > = cd ＿sectors)の場合 break; ｝｝｝それ以外の場合／＊マーカを現在のディレクトリセクタに更新する＊／｛ last＿marker =＊(ulong＊) sectorbuf; ／＊このグループのすべてのｃｄセクタをディスクデータ構造に加える必要がある。＊／（ｉ＝１；ｉ＜１２８；ｉ＋＋）に関して｛ add ＿cd＿sector (＊(ulong＊) sectorbuf +i＊4)); ／＊１２７によってブロックしているため、オーバランしていないことを確認する＊／ (table＿entries +i > = cd ＿sectors)の場合 break; ｝｝｝／＊必要ないかなる他の初期化をも行なう＊／ … return(INITIALIZED＿OK); ｝／＊データをディスクキャッシュに加えることが所望であると判断されるときはいつでも add＿disk＿cache() が呼出される。ディレクトリの更新を扱うこの機能の部分だけを詳細に説明する。その残りの部分は、標準のデータ構造更新およびアクセスを用いる。＊／ add ＿disk＿cache() ｛／＊tableindexは、この機能の始めで活性であるディレクトリセクタのインデックスである。それが４＊１２７であるため、５０８が用いられる。マーカは４バイトであり、合計して標準の５１２バイトになる。＊／ ulong tableindex = DIR.nextsector / 508; … ／＊後に続くグループに進む可能性のある活性グループからのディスク空間を割当てるために標準の処理を行なう。データ構造の更新はここで行なわれる。［付録第４部参照］＊／ … ／＊すべての処理の終わりで、１２７個のｃｄセクタの活性グループが進んだかどうかをチェックする＊／ (DIR.nextsector / 508 ! = tableindex)の場合｛／＊もし進んでいれば、現在のディレクトリセクタの前のディレクトリセクタすべてに関してディレクトリセクタを更新する。通常の環境下では、１つのディレクトリセクタしか書込まれない。コードは、非常に多くのリクエストが処理されるまたはディスクファイルの領域が割当の選択のためにスキップされる極端な場合を扱うために書込まれる。＊／（１）の間｛／＊ディレクトリセクタを更新する機能を呼出す＊／ update＿dir(tableindex＊127); ／＊インデックスをその次のディレクトリセクタに増分する＊／ tableindex ++ ; ／＊最後のディレクトリセクタを過ぎたかどうかをチェックする＊／ (tableindex >= DIR.disksectors / 508 +1)の場合｛／＊インデックスを始めにリセットする＊／ tableindex = 0; ｝／＊インデックスが活性セクタであれば、停止させる＊／ (tableindex = = DIR.nextsector /508)の場合 break; ｝｝｝／＊４バイトマーカと１２７個のｃｄセクタ番号を含むディレクトリセクタを更新するために、update＿dir() が呼出される。ｃｄセクタ番号の各々は４バイトであり、８ビットディスク番号および２４ビットＣＤ−ＲＯＭセクタ番号を表わす。＊／ void update ＿dir(ulong cdsectors) ｛ ulong disksector; ／＊キャッシュデータ、ディレクトリヘッダ、ＣＤ−ＲＯＭディスクディレクトリおよびインデックスを通過して適切なディレクトリセクタにスキップすることによって論理ディスクセクタを計算する＊／ disksector = DIR.disksectors + DIRSIZE + cdsectors / 127; real＿sector(&disksector) ; ／＊論理セクタを物理セクタに変換する＊／＊(ulong＊) sectorbuf = DIR.merker ++ ; ／＊マーカをディレクトリセクタに割当てる＊／／＊このディレクトリセクタを含む１２７個のＣＤセクタ番号を得る＊／ get ＿direntry(&sectorbuf[sizeof(ulong)], cdsectors, 127; diskwrite(sectorbuf, disksector, 1) ; ／＊ディスクに書込む＊／｝低レベルのユーティリティ機能 get ＿direntry（ulong ＊buffer, ulong sector＿numb
er, ushort count)は、ｃｄセクタ番号のカウント数を
特定されたバッファに複写する。put ＿direntry (…)
は、get ＿direntry()と異なる方法で複写するreal＿se
ctor(ulong＊disksector) は、論理ディスクセクタを、
低レベルのディスク書込／ディスク読出機能によって使
用可能な実際の物理セクタ番号に変換する。diskwrit
e() およびdiskread()は、標準のＰＣＩＮＴ１３ｈ
機能を用いて物理セクタの書込／読出を行なう。シリン
ダ／ヘッド／セクタマッピングの詳細は呼出人に知らさ
れない。セクタ番号は、ディスクドライブの始めに関す
る物理セクタ番号である。５１２バイトセクタの番号が
特定される。add ＿cd＿sector(cdsector)は、cdsector
を見つけるためのさらなる問合せが可能となるようにデ
ィスクキャッシングデータ構造を更新する役割を果た
す。add ＿cd＿sector()を呼出す命令によって、通過さ
れる cdsector の位置が決定される。第１の呼出は、フ
ァイルのキャッシュ化されたデータ領域の第１の２０４
８バイトに対応する。第２の呼出は第２の２Ｋバイトを
表わす等である。＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊
＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊／＊ write ＿dir() は、新しいＣＤ−ＲＯＭディスクが検出
されるといつでも呼出される。［付録第２部参照］＊／ void write＿dir() ｛ ulong disksector; ／＊ディレクトリは、キャッシュデータの直後に開始す
る。最初の部分は、ディレクトリ構造を含むディレクト
リヘッダである＊／ disksector = DIR.disksectors; real＿sector(&disksector) ; ／＊物理セクタ番号に
変換する＊／ diskwrite(& DIR, disksector, DIRHEADERSIZE); ／＊
ディスクに書込む＊／／＊DISC＿DIRECTORY bufferは、ディレクトリヘッダの
直後である。＊／ disksector = DIR.disksectors + DIRHEADERSIZE; real＿sector(&disksector) ; ／＊物理セクタ番
号に変換する＊／ diskwrite(DISC＿DIRECTORY, disksector, 32); ／＊
ディスクに書込む＊／｝［第２部］／＊複数のＣＤ−ＲＯＭディスクのためのサポート１つのキャッシュデータ領域における複数のＣＤ−ＲＯ
Ｍディスクに関してサポートを実現する鍵となるのは、
CURRENT ＿DISCと呼ばれるグローバル変数を有すること
である。この変数は、上位８ビットが現在のＣＤ−ＲＯ
Ｍディスクインデックスを表わす３２ビットの値であ
る。このインデックスは、特定のＣＤ−ＲＯＭディスク
に独自のデータを含むディレクトリへのオフセットであ
る。ＣＤ−ＲＯＭディスクの各々を識別するために６４
バイトが割当てられ、６０バイトはセクタ１６の最初の
６０バイトであり、４バイトはセクタ１６に関するチェ
ックサムである。FF000000 hexの値は、ＣＤ−ＲＯＭド
ライブにおいて媒体がない、またはＣＤ−ＲＯＭドライ
ブに識別されていないディスクがあることを表わす。い
ずれの場合も、ディスクへのキャッシングは不能化され
る。もしこの値でなければ、CURRENT ＿DISCの値はリク
エストされたセクタ値（これは必ず２４ビット未満であ
る）とＯＲ処理される。このようにして、異なるディス
クからのセクタ１６は、XX000010 hexのセクタである
（ここで、XXはディスクインデックスである) 。これに
より、一度に２５５個までの異なるディスクのサポート
が可能となる。＊／／＊以下に示すのはIn＿Disk＿Cache(cd＿sector) から
のコードフラグメントであり、これは、cd＿sectorがデ
ィスクキャッシュにあればＹＥＳを戻し、そうでなけれ
ばＮＯを戻す＊／ In＿Disk＿Cache(cd＿sector) ｛ (CURRENT＿DISC == 0xFF000000)の場合 return(NO) cd＿sector｜= CURRENT ＿DISC; … ／＊新しいcd＿sectorを用いて通常の処理を続ける＊／／＊異なるディスクではcd＿sectorの値が絶対に重ならない＊／｝／＊respond ＿to＿change()は、媒体の変化が検出されるときにはいつでも呼出される。＊／ void respond＿to＿change() ｛ CURRENT ＿DISC = 0xff000000; … ／＊他のいずれかの適切な処理を行なう＊／｝／＊Process ＿Sector (cd＿sector) は、cd＿sectorがＣＤ−ＲＯＭドライブからtransfer＿address に読込まれた後に呼出される＊／ long DISC＿DIRECTORY[256][16]; ／＊ＤＩＳＣのディレクトリのためのグローバルディレクトリ＊／ Process ＿Sector (cd＿sector, transfer＿address) ｛ int i, j; ／＊ループカウンタ＊／ long sum; ／＊チェックサム値＊／ ( cd＿sector = = 0x10)の場合／＊第１のセクタがＣＤ−ＲＯＭディスクから読出される＊／｛／＊３２ビット長の各々に関してカスタムＣＲＣを計算する＊／ (j = sum = 0; j< CD＿SECTOR＿SIZE /4; j ++)に関して sum = ((sum<<1) ＾ transfer ＿address[j]) ｜ (sum>>31); ／＊一致するものを見つけるまで連続的に探索する＊／ (i = 0 ; i< DIR.max ＿disc; i ++ )に関して｛／＊一致しなければ、第１の６０バイトを比較する＊／ (j= 0 ; j<15; j ++) に関して（DISC＿DIRECTORY [i][j]! = transfer＿address[j]) の場合 break; ／＊最初の６０バイトが一致すれば、チェックサムも一致する＊／ (j == 15 && DISC＿DIRECTORY ［ｉ］［15］ == sum ）の場合｛／＊ディレクトリに現在のディスクを発見した＊／ CURRENT ＿DISC = (ulong)i ＜＜ 24; break; ｝｝／＊ｉがDIR.max ＿discまでのすべてを取れば、一致するものが発見されなかったことになる＊／（i == DIR.max＿disc && DIR.max ＿disc ＜ 255）の場合｛／＊新しいディスクインデックスを割当てる＊／ DIR.max ＿disc++; ／＊ CURRENT＿DISCを古いDIR.max ＿discに設定する＊／ CURRENT ＿DISC = (ulong)i ＜＜24; ／＊適切な情報をDISC＿DIRECTORY に複写する＊／ (j=0; j ＜15; j++)に関して DISC＿DIRECTORY ［i ］［j ］ = transfer ＿address ［j ］； DISC＿DIRECTORY ［i ］［15］ = sum; write ＿dir();／＊ディスクファイルのディレクトリを更新する＊／｝｝ … ／＊残りの処理を行なう＊／｝［第３部］／＊データリクエストのサービス check ＿cache ( ）は、リクエストされたセクタが既に
キャッシュにあるかどうかを見るためにすべてのＣＤ−
ＲＯＭＩ／Ｏが呼出される機能である。戻される値
は、リクエストの始めに発見されたＣＤ−ＲＯＭセクタ
の数である。リクエストの始めで始まっていない部分的
なキャッシュヒットは、実際には比較的稀でありそれが
生じるとリクエストが２つの別々のリクエストに分割さ
れてしまう可能性があるため、この実施例においては支
持されない。TICKS は、ＰＣタイマ割込の間に１／１８
秒ごとに増分されるグローバル変数である。LAST＿TICK
は、最後にcheck ＿cache （）が呼出された時間の間の
TICKS の値である。CRITICAL＿RATEは、ディスクキャッ
シュを潜在的に不能化するために用いられる遮断転送速
度を特定する外部で特定される値である。これは、CRIT
ICAL＿TICKS とともに作用する。CRITICAL＿TICKS は、
１／１８秒の単位の外部で特定される値である。その重
要性は、CRITICAL＿TICKS に関してCRITICAL＿RATEが維
持されていれば、そのＩ／Ｏに関してディスクキャッシ
ュが不能化されることである。CRITICAL＿TICKSが０で
あれば、転送速度ディスクリミネータが不能化される。
THROUGHPUTは、キロバイト／秒で計算されたスループッ
トである。START ＿TICKは、「連続的な」リクエストの
現在の範囲の始めのTICKS の値である。FIRST ＿SECTOR
は、「連続的な」リクエストの現在の範囲の始めのcd＿
sectorの値である。NEXT＿SECTORは、ＣＤ−ＲＯＭディ
スクにおいて最後のリクエストに隣接するこのリクエス
トを行なうであろうセクタである。この実現例は、NEXT
＿SECTORがその前のリクエストにちょうど隣接していな
ければならないという非常に厳格な規則を適用する。こ
の条件を少し緩和し、比較的小さい順方向のギャップを
許容することも可能である。「連続的な」リクエストと
は、START ＿TICKで生じるFIRST ＿SECTORで始まり、そ
の後に続くすべてのリクエストがNEXT＿SECTORテストを
用いて隣接していることを意味する。この実現例では、
これはＣＤ−ＲＯＭディスクにおいて隣接していること
を意味する。check ＿cacke ( ）を呼出した後にSKIPPE
D が設定されると、このＩ／Ｏに関してディスクキャッ
シュが不能化される。これは、それがディスクキャッシ
ュに加えられていないことを確認するためにキャッシュ
プロセッサによって用いられる。以下に示すのは、chec
k ＿cache ( ）によって用いられる低レベルの機能であ
る。in＿cache(transfer＿address,cd＿sector,count)
は、キャッシュヒットに関してＲＡＭキャッシュを検査
する機能である。これは、リクエストの始めに発見され
たセクタの数を戻す。add ＿cache(transfer＿address,
cd＿sector,count) は、in＿cache ( ）をさらに呼出す
ことによってデータが発見されるように、データをＲＡ
Ｍキャッシュに加える機能である。in＿disk＿cache(tr
ansfer＿address,cd＿sector,count) は、キャッシュヒ
ットに関してＤＩＳＫキャッシュを検査する機能であ
る。これは、リクエストの始めに発見されたセクタの数
を戻す。add ＿cache( )およびadd ＿disk＿cache()
は、ＣＤ−ＲＯＭドライブによる実際のＩ／Ｏの終了時
にキャッシュプログラムによって適切なときに呼出され
る。 check ＿cache(cd＿sector,count,transfer ＿address) ｛ int n; ／＊ＲＡＭにおいて発見され
るcdセクタの数＋ディスクキャッシュ＊／ int diskn; ／＊ディスクキャッシュに発
見されるセクタの数＊／ long throughput; ／＊転送速度計算値の一時記
憶＊／ SKIPPED = 0; ／＊デフォルトは、ディスク
キャッシュを可能化することである＊／ (CRITICAL ＿TICKS!=0) の場合／＊０であれば、デ
ィスクリミネータを不能化する＊／｛／＊以下の検査により、CRITICAL＿RATEで用いられる６
４Ｋのデータが取るであろうティック(tick)の数が計算
される。最後のリクエスト以降にそのような多くのティ
ックを上回るティックが経過していれば、このＩ／Ｏに
関してディスクキャッシュが可能化されることを確認す
る。未来の速度の計算値もこのＩ／Ｏリクエストに同期
化する。＊／（TICKS −LAST＿TICK) ＞ (64L ＊ 18L)/CRITICAL＿RA
TE) の場合｛ synchronize: THROUGHPUT = 0; ／＊これは、ディス
クキャッシュが可能化されることを保証する＊／ START ＿TICK = TICKS；／＊このリクエスト
を範囲の始めにする＊／ FIRST ＿SECTOR = cd ＿sector; ／＊cd＿sectorと同
じ＊／｝／＊これは、隣接に関する厳格なテストである。これ
は、“ce＿sector〈NEST ＿SECTOR ‖ cd＿sector〉N
EXT＿SECTOR+delta”（ここで、DELTA は１５等の比較
的小さい数である）を介していくらか緩和できる＊／他の場合で（cd＿sector ! = NEXT ＿SECTOR) の場合｛／＊NEXT＿SECTORテストに失敗すれば、同期する＊／ goto synchronize: ｝／＊累積転送速度を計算する必要がある。＊／そうでなければ｛／＊Ｉ／Ｏが同じティックの間に生じることは可能である。
この場合、そのＩ／Ｏは最後のＩ／Ｏの２／３ティック
後に起こったと概算する。ｃｄセクタの各々が２キロバ
イトであるため、１ティックにおける１セクタは、３６
キロバイト／秒である＝＝＞２／３ティックにおける１
セクタは、５４キロバイト／秒である。２／３という値
はいくぶん任意のものであるが、これは同じティックの
範囲の間に生じる非常にわずかなＩ／Ｏだけに関するも
のであるため、これはそれほど重要ではない。範囲の開
始ティックが現在の１ティック以上前である通常の場
合、部分的なティックは無視して単にその差を用いる。
ここでもCRITICAL＿RATEを任意に設定できるため、計算
されたキロバイト／秒が実際のキロバイト／秒とわずか
に異なっていてもそれほど重要ではない。重要なのは、
スループットを計算するために常に同じ方法を用いるこ
とである。いずれにせよ、長時間では、断片的なティッ
ク（fractional tick ）の重要性は０に減少する。＊／（TICKS == START＿TICK) の場合 throughput = (cd＿sector−FIRST ＿SECTOR) ＊ 54; それ以外の場合 throughput = (((cd ＿sector−FIRST ＿SECTOR) ＊36) ／(TICKS−ST
ART ＿TICK)); ／＊臨界転送速度を下回れば、現在のＩ／Ｏに同期する。許
容範囲をもう少し拡げ、最も最近の転送速度の移動平均
を維持することも可能である。そうすればよりよく作用
するであろうが、３８６個の機械に対する実行速度の要
求のため、非常に高速で計算する方法を用いている。＊
／ (throughput ＜ CRITICAL ＿RATE) の場合 goto synchronize; それ以外の場合 THROUGHPUT = throughput; ／＊THROUGHPUTを現在の値に設定する＊／｝ LAST＿TICK = TICKS; ／＊LAST＿TICKを“今”に設定する＊／ NEXT＿SECTOR = cd ＿sector + count；／＊NEST＿SECTORがこのＩ／Ｏをちょうど通過したものである＊／／＊以下に示すのは、臨界の時間の間臨界速度を上回る維持されたスループットの大規模なテストである＊／ (THROUGHPUT ＞ CRITICAL ＿RATE && (TICKS−START ＿TICK) ＞ CRITICA L ＿TICKS)の場合｛／＊この状態に遭遇すれば、このＩ／Ｏに関してディスクキャッシュを不能化する＊／ SKIPPED = 1; ｝｝／＊キャッシュヒットに関してＲＡＭキャッシュを検査する＊／ ( (n=in ＿cache(transfer＿address,cd＿sector,count)) !=0) の場合｛／＊すべてのセクタが発見されると、終了＊／ (n == count)の場合 return(count); ／＊ここに到達すると、その後に続くキャッシュアクセスのためにリクエストを調整する必要がある＊／ transfer＿address += n ＊ 2048; ／＊用いられるデータバッファをスキップする＊／ cd＿sector += n; ／＊ＣＤ−ＲＯＭディスクにおいてスキップする＊／ count -= n; ／＊残りのcd＿sectorを調整する＊／｝／＊SKIPPED が設定されれば、ディスクキャッシュを不能化する必要がある＊／ (SKIPPED == 0) の場合｛／＊どれだけのcd sector がディスクキャッシュにある
かを見る＊／ diskn = in＿disk＿cache(transfer＿address,cd＿sect
or,count); ／＊以下に示すのは光学的なステップであり、これによ
り、ディスクキャッシュに発見されたデータがＲＡＭキ
ャッシュに加えられる。ＲＡＭキャッシュが二重データ
を保持するには小さすぎると考えられればそれを削除す
ることができる＊／ (diskn) の場合 add＿cache(transfer＿address,cd＿sector,diskn); ／＊発見されたｃｄセクタのカウントを調整する＊／ n += dsiskn; ／＊必要なものをすべて既に転送していれば終了する＊
／ (n == count)の場合 return(count); ｝／＊最初のリクエストの始めから実際に転送されたｃｄ
セクタの数を戻す＊／ return(n) ；｝［第４部］／＊細分化の回避（データリクエストのサービスの部分）第４部は、In＿disk＿cache 、add ＿disk＿cache 、お
よびいくつかの低レベルのユーティリティのための疑似
コードを含む。In＿disk＿cache(transfer＿address,cd
＿sector,count) は、キャッシュヒットに関してＤＩＳ
Ｋキャッシュを検査する機能である。これは、リクエス
トの始めで発見されたセクタの数を戻す。cd＿sector
は、ｃｄディスクセクタと組み合わされたCURRENT ＿DI
SCなしの実際のｃｄディスクセクタである。add ＿disk
＿cache(transfer＿address,cd＿sector,count) は、Ｃ
Ｄ−ＲＯＭドライブによる実際のＩ／Ｏの終了時にデー
タをディスクベースキャッシングに加えるために呼出さ
れる。稀にadd ＿disk＿cache() がキャッシュ化できず
何も行なわない場合もある。失敗すると０に戻り、成功
するとカウントする。In＿disk＿cache およびadd ＿di
sk＿cache は、ディスクベースキャッシングの能力に関
する主な外部エントリポイントである。＊／ add ＿disk＿cache(transfer＿address,cd＿sector,count) ｛ ulong i; ／＊ループカウンタ＊／ ushort iterations = 0; ／＊適切なスペースの検索を制限するカウンタ＊／ ulong realsector; ／＊物理ディスクセクタを計算するための場所＊／ ushort wrapped = 0; ／＊始めに戻ることを覚えておくためのフラグ＊／／＊識別可能なディスクがなければ、アボートする＊／ (CURRENT＿DISC == 0xff000000L)の場合 return(0); ／＊データ構造とともに用いられるべきcd＿sectorキーを計算する＊／ cd＿sector ｜ = CURRENT＿DISC; ／＊キャッシュファイルにおいて物理的に隣接する領域が発見されるまで探索する＊／ (1) の間｛／＊キャッシュファイルの論理制限内であることを確認する＊／ (DIR.nextsector/4+count ＞ DIR.cd ＿sectors)の場合｛／＊キャッシュファイル全体を既に探索したかどうかを検査する＊／ (wrapped) の場合｛／＊十分に大きい隣接する空間を割当てることができない＊／ return(0); ｝／＊始めにラップする＊／ DIS.nextsector = 0; ／＊始めにラップしたことを覚えておく＊／ wrapped = 1; ｝／＊今、物理的な隣接を検査する＊／ ((i=real＿sector(&realsector)) ＞= count ＊4)の場合 break; ／＊発見した！＊／ (++iterations ＞= 10) の場合 return(0); ／＊局所的な細分化が多すぎて、割当てることができない＊／／＊その次の物理フラグメントの始めにスキップする＊／ DIR. nextsector += i; ｝ ((i=find＿cd＿sector(cd ＿sector)) ! = ILLEGAL＿SECTOR && contiguous＿ length(i) ＞= count)の場合｛／＊リクエスト全体に関して、隣接するブロックが既に存在する＊／ return(0); ／＊何も行なわない＊／｝／＊上のコードにより、ＣＤ−ＲＯＭセクタのカウントをストアするために物理的に十分隣接するディスクセクタが得られる＊／ set ＿cd＿index(DIR.nextsector/4); ／＊各々のcd＿sectorをデータ構造に加える＊／ (i=0; i ＜count; i++,cd ＿sector++) に関して add ＿cd＿sector(cd ＿sector); diskwrite(transfer＿address,realsector,count＊4); ／＊キャッシュに書込む＊／ DIR.nextsector += count ＊ 4; ／＊必要とされる他のいかなる処理をも行なう＊／ …／＊ディレクトリセクタの更新を行なう［ＤＩＲ．ＤＯＣ参照］＊／ return(count); ｝ in＿disk＿cache(transfer＿address,cd＿sector,count) ｛ ulong index; ／＊ループカウンタ＊／ ulong len; ／＊物理的に隣接するセクタの最大数＊／ ulong realsector; ／＊物理ディスクセクタを計算するための場所＊／／＊識別可能なディスクがなければ、アボートする＊／ (CURRENT＿DISC == 0xff000000L)の場合 return(0); ／＊データ構造とともに用いられるべきcd＿sectorキーを計算する＊／ cd＿sector ｜= CURRENT ＿DISC; ／＊少なくとも１つのセクタがディスクキャッシュにあることを確認する＊／ ((index=find＿cd＿sector(cd ＿sector)) == ILLEGAL ＿SECTOR) の場合 return(0); ／＊どれだけのセクタが物理的に隣接しているかを計算する＊／ ((len=contiguous＿length(index))＜ count）の場合 count = len; realsector = index ＊ 4; ／＊論理セクタを計算する＊／ real＿sector(&realsector); ／＊論理セクタを物理セクタに変換する＊／ diskread(transfer ＿address,realsector,count＊4); ／＊キャッシュから読取る＊／ return(count); ｝／＊低レベルのユーティリティ機能 real＿sector(ulong ＊disksector) は、論理ディスク
セクタを、低レベルのディスク書込／ディスク読取機能
によって使用可能な実際の物理セクタ番号に変換する。
これは、この物理フラグメントに残っているディスクセ
クタの数を戻す。diskwrite() およびdiskread()は、標
準ＰＣＩＮＴ１３ｈ機能を用いて物理セクタの書込
／読出を行なう。シリンダ／ヘッド／セクタマッピング
の詳細は呼出人に知らされない。セクタ番号は、ディス
クドライブの始めに関する物理セクタ番号である。５１
２バイトセクタの数が特定される。add ＿cd＿sector(c
dsector)は、find＿cd＿sector(cdsector)がcdsectorを
発見するようにディスクキャッシングデータ構造を更新
する役割を果たす。add ＿cd＿sector()が呼出される命
令によって、通過されるcdsectorの位置が決定される。
第１の呼出は、ファイルのキャッシュ化されたデータ領
域の第１の２０４８バイトに対応する。第２の呼出は、
第２の２Ｋバイトを表わす等である。このような連続的
な性質を、以下のset ＿cd＿index() への呼出しで覆す
ことができる。この機能はまた、以下に示すcontiguous
＿length()の有効性を維持する役割を果たす。set ＿cd
＿index(cdindex)は、add ＿cd＿sector()とともに作用
し、通過されるcdsectorに対応させるためにその次の呼
出しを行なう。find＿cd＿sector(cdsector)は、通過さ
れるcdsectorを探し出し、かつset ＿cd＿index() と両
立可能なcdindex を戻す役割を果たす。ILLEGAL ＿SECT
ORは、cdsectorを発見できなければ戻される。戻された
cdindex ＊４は論理ディスクセクタ番号であり、これを
物理セクタに変換するためにreal＿sectorとともに用い
ることができる。この機能では、cdsectorの最大の隣接
するブロックのcdindexが戻されることを確認しなけれ
ばならない。contiguous＿length(cdindex) は、cdinde
x で始まるキャッシュ化された連続するcdsectorの数を
戻す。cdindex は、set ＿cd＿index() のパラメータお
よびfind＿cd＿sector()の戻された値と両立可能であ
る。機能のグループ：add ＿cd＿sector()、set ＿cd＿
index() 、find＿cd＿sector()、およびcontiguous＿le
ngth()は、種々の標準の方法で実現され得る。最も単純
な方法は、線形探索を実現する以下のマクロおよび機能
を有する以下のデータ構造を有することである。＊／ struct cdsector ｛ ulong contiguous; ／＊(set＿)contiguous ＿length()によって用いられる値＊／ ulong cdsector; ／＊add ／find＿cd＿sectorおよび set＿cd＿index によって用いられる値＊／｝ CDSECTORS［MAXCDSECTORS］; ulong cd＿index = 0; ／＊CDSECTORS にアクセスするために用いられる値＊／／＊以下に示す３つの機能は非常に単純であるため、マクロであることが可能である＊／ #define set ＿cd＿index(index) (cd＿index = index) #define contiguous＿length(index) CDSECTORS ［index ］.contiguous add ＿cd＿sector(ulong cdsector) ｛ ulong i,disksector,realsector; ／＊まずパラメータ値で現在のエントリを設定する＊／ CDSECTORS ［cd＿index ］.cdsector = cdsector ; ／＊このインデックスで始まる隣接する長さは１である＊／ CDSECTORS ［cd＿index ］.contiguous = 1; realsector = cd ＿index ＊ 4; ／＊これは論理ディスクセクタである＊／ real＿sector(&realsector); ／＊論理セクタを物理セクタに変換する＊／／＊隣接する長さのフィールドを更新するために後方向にスキャンする必要がある＊／ (cd ＿index ＞ 0) の場合／＊これが最初のエントリであれば必要ない＊／｛／＊後方向にスキャンして隣接していることを確認する＊／ (i=cd ＿index-1; i＞=0; i--)に関して／＊始めに到達すると停止する＊／｛／＊値をその前の隣接するＣＤＲＯＭセクタcdsectorに減分する− 物理ディスクセクタをその前のＣＤＲＯＭ領域に減分する＊／ realsector -= 4; ／＊１つのＣＤＲＯＭセクタに関して４×５１２バイト＊／／＊キャッシュファイルを潜在的に細分化することによって、論理ディスクレベルで隣接していても物理ディスクにおいて非連続的になることが可能である＊／ disksector = i ＊ 4; ／＊これが論理ディスクセクタである＊／ real＿sector(&disksector); ／＊論理セクタを物理セクタに変換する／＊／＊cdsectorおよびdiskphysicalがその前の隣接するエントリと一致すれば、隣接する長さを更新する必要がある＊／ (CDSECTORS［i ］.cdsector == scan ＿cd && disksector == realse ctor) の場合 CDSECTORS ［i ］.contiguous++; その他の場合／＊非連続を検出した＊／ break; ／＊更新を中止できる＊／｝｝／＊インデックスを連続する隣接するエントリに増分する＊／ cd＿index++; ｝ find＿cd＿sector(ulong cdsector) ｛ ulong i,maxindex,maxlength = 0; ／＊cdsectorに関して二重エントリがあるかもしれないため、データ構造の終わりまで探索する必要がある。最も多数の隣接するセクタを備えるエントリにインデックスを戻したいと考える。＊／ (i=0; i ＜MAXCDSECTORS; i++) ｛／＊一致を発見した! ＊／ (CDSECTORS［i ］.cdsector == cdsector)の場合｛／＊これが最良のものであるかどうかをまだ検査する＊／ (CDSECTORS［i ］.contiguous ＞ maxlength) の場合｛／＊もしそうであれば、後のためにその値およびインデックスをセーブする必要がある＊／ maxlength = CDSECTORS ［i ］.contiguous; maxindex = i; ｝｝｝／＊maxlength が０であれば、いかなる一致も発見できなかった＊／ (maxlength == 0)の場合 return(ILLEGAL＿SECTOR); ／＊ここに到達すると、maxindexは最良の一致である＊／ return(maxindex) ｝

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の光学媒体キャッシュをホストするため
の例示的なマイクロコンピュータシステムの環境を示す
ブロック図である。

【図２】図１の環境のメモリサブシステムおよびプロセ
ッサのブロック図である。

【図３】本発明の一実施例に従った光学媒体キャッシュ
を示すブロック図である。

【図４】本発明のＣＤ−ＲＯＭキャッシュの実施例を示
すブロック図である。

【図５】ＣＤ−ＲＯＭに関するトラックレイアウトを示
す図である。

【図６】本発明の一実施例に従ったキャッシュ実現ソフ
トウェアのフロー図である。

【図７】本発明の一実施例に従ったデータ識別処理のフ
ロー図である。

【図８】本発明の別の実施例に従ったデータ識別処理の
フロー図である。

【図９】本発明のさらに別の実施例に従ったデータ識別
処理のフロー図である。

【図１０】本発明の一実施例に従った、転送キー変数
と、（ｉ）ＣＤ−ＲＯＭ識別コードのディレクトリ、
（ｉｉ）ＣＤ−ＲＯＭセクタレイアウト、および（ｉｉ
ｉ）ハッシングテーブルとの間の関係を示す図である。

【図１１】本発明の並列更新の実施例に従ったキャッシ
ュ更新処理のフロー図である。

【図１２】本発明の２段更新の実施例に従ったキャッシ
ュ更新処理のフロー図である。

【図１３】本発明の一実施例に従ったキャッシュファイ
ルの論理図である。

【符号の説明】

６０ハードドライブ７０光学媒体８８ＲＡＭ１００光学媒体キャッシュ１０２一次キャッシュ１０４二次キャッシュ

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】より速いアクセス時間またはより速い転
送レートのいずれか一方またはその両方を可能にするよ
うにアクセス可能である複数の光ディスク（７０）のた
めのデータをストアするためのキャッシュ装置であっ
て、（ａ）現在の光ディスクのためのデータをストアする
ための一次キャッシュ（１０２）と複数の光ディスクの
ためのデータをストアするための二次キャッシュ（１０
４）とを含む２レベルキャッシュ（１００）を含み、前
記二次キャッシュはハードディスクドライブ（６０）の
第１の部分を含み、さらに（ｂ）現在の光ディスクデータリクエストを処理する
コンピュータプログラムを実行するためのデジタル処理
手段（２０）を含み、前記処理手段は前記２レベルキャッシュ（１００）にお
けるデータ構造を規定し、前記処理手段は（ｉ）複数のそれぞれの光ディスク識別コードをスト
アするための第１のデータ構造（１８４）と、（ｉｉ）現在の光ディスクを識別するために前記第１
のデータ構造を指すインデックス（１８２）と、（ｉｉｉ）前記現在の光ディスクと関連する現在のデ
ータリクエストにおいて特定されたデータのための光デ
ィスクセクタアドレス（１８６）と、（ｉｖ）関連する光ディスク上の位置に前記２レベル
キャッシュ（１００）内のデータリクエストデータをマ
ッピングするための第２のデータ構造（１９０）とを含
み、前記処理手段（２０）は以下のステップによって光ディ
スクデータリクエストを処理し、前記ステップは（ｉ）現在の光ディスク（７０）を識別するインデッ
クスを維持するステップと、（ｉｉ）現在のデータリクエストから光ディスクセク
タアドレス（１８６）を決定するステップと、（ｉｉｉ）現在のデータリクエストのためのデータリ
クエストデータを、前記２レベルキャッシュになければ
前記２レベルキャッシュ（１００）にストアするステッ
プと、（ｉｖ）ストアされたデータリクエストデータが前記
２レベルキャッシュから後に直接アクセスされることを
可能にするように前記第２データ構造（１９０）を更新
するステップとを含む、キャッシュ装置。
【請求項２】前記インデックスを維持するステップ
が、光ディスクドライブからの第１の光ディスクの除去を識
別するステップと、第２の光ディスクの光ディスクドライブへの挿入を識別
するステップと、前記第２の光ディスクに対応する識別コードを決定する
ステップと、前記識別コードが既に存在するかどうかを判断するため
に第１のデータ構造（１８４）をチェックするステップ
と、既に存在すれば、インデックス（１８２）を前記既に存
在する識別コードを参照するように設定するステップ
と、まだ存在しない場合には、前記識別コードを前記第１の
データ構造（１８４）に加え、インデックス（１８２）
を前記加えられた識別コードを参照するように設定する
ステップとを含む、請求項１に記載のキャッシュ装置。
【請求項３】第１の光ディスクに関する前記第１の部
分にストアされた有効データが、第２の光ディスクから
第１の光ディスクへの光ディスクの変化の後も有効のま
まであり、アクセス可能である、請求項１に記載のキャ
ッシュ装置。
【請求項４】第１の光ディスクに関する前記第１の部
分にストアされたデータが、電源異常または電源シャッ
トダウンのいずれの後にも一旦電源が復元されれば有効
のままであり、アクセス可能である、請求項１に記載の
キャッシュ装置。
【請求項５】前記ストアするコンピュータプログラム
ステップが、先入れ先出し基準を用いて上書きする（２
１８、２３８）二次キャッシュ内の位置を選択するステ
ップを含む、請求項１に記載のキャッシュ装置。
【請求項６】前記実行されるコンピュータプログラム
が、現在のデータリクエストによって特定されるデータ
のすべてが２レベルキャッシュにあり、かつ２レベルキ
ャッシュが活性であるときに、２レベルキャッシュから
データを取込むステップをさらに含む、請求項１に記載
のキャッシュ装置。
【請求項７】前記実行されるコンピュータプログラム
が、現在のデータリクエストによって特定される何らか
のデータが２レベルキャッシュにあり、かつ２レベルキ
ャッシュが活性であるときに２レベルキャッシュからデ
ータを取込むステップをさらに含み、データの残りが光
ディスクから取りこまれる、請求項１に記載のキャッシ
ュ装置。
【請求項８】複数の光ディスクから受取られたデータ
を不揮発性キャッシュメモリにストアするための方法で
あって、複数のそれぞれの光ディスク識別コードをストアするた
めの第１のデータ構造（１８４）と、現在の光ディスクを識別するように前記第１の構造を指
すインデックス（１８２）と、前記現在の光ディスクと関連する現在のデータリクエス
トにおいて特定されたデータリクエストデータのための
光ディスクセクタアドレス（１８６）と、関連する光ディスク上の位置に前記不揮発性キャッシュ
メモリ内のデータリクエストデータをマッピングするた
めの第２のデータ構造（１９０）とを含むデータ制御構
造を規定するステップと、現在の光ディスクを識別するインデックス（１８２）を
維持するステップと、現在のデータリクエストから光ディスクセクタアドレス
（１８６）を決定するステップと、現在のデータリクエストに関するデータリクエストデー
タを不揮発性キャッシュメモリ（１００）にストアする
ステップと、ストアされたデータリクエストデータに後に不揮発性キ
ャッシュメモリから直接アクセスすることを可能にする
ように前記第２のデータ構造を更新する（２００、２０
２）ステップとを含む、方法。
【請求項９】前記インデックスを維持するステップ
が、光ディスクドライブからの第１の光ディスクの除去を識
別するステップと、光ディスクドライブへの第２の光ディスクの挿入を識別
するステップと、前記第２の光ディスクに対応する識別コードを決定する
ステップと、前記識別コードが既に存在するかどうかを判断するため
に第１のデータ構造をチェックするステップと、既に存在すれば、前記既に存在する識別コードを参照す
るようにインデックスを設定するステップと、まだ存在しない場合には、前記識別コードを前記第１の
データ構造に加え、インデックスを前記加えられた識別
コードを参照するように設定するステップとを含む、請
求項８に記載の方法。
【請求項１０】第１の光ディスクに関する前記第１の
部分にストアされた有効データが、第２の光ディスクか
ら第１の光ディスクへの光ディスクの変化の後も有効で
あり、かつアクセス可能である、請求項８に記載の方
法。
【請求項１１】第１の光ディスクに関する前記第１の
部分にストアされたデータが、電源異常または電源シャ
ットダウンのいずれの後にも電源が復元されると有効の
ままであり、アクセス可能である、請求項８に記載の方
法。
【請求項１２】前記ストアするステップが、先入れ先出し基準を用いて上書き（２１８、２３８）す
べきデータリクエストデータのためのキャッシュメモリ
内のアドレス位置を選択するステップと、第１のデータリクエストからのデータのすべてを連続す
る物理アドレス位置にストアする（２２４）ステップと
を含む、請求項８に記載の方法。
【請求項１３】第２のデータリクエストに関して第１
のデータリクエストにシーケンシャルに続くステップ
と、第１のデータリクエストからのデータに隣接する光
ディスク上のデータを特定するステップと、第２のデー
タリクエストからのデータのすべてを第１のデータリク
エストからのデータと連結する（２２４）ステップとを
含み、そのため隣接するデータに対する連続する第１お
よび第２のデータリクエストがキャッシュメモリ（１０
０）内の連続するアドレス空間にストアされる、請求項
１２に記載の方法。
【請求項１４】第２のデータリクエストを第１のデー
タリクエストに関する光ディスクアドレス空間と部分的
に重ねるステップと、光ディスクデータの冗長的なスト
アを許容するように第２のデータリクエストからのデー
タのすべてをストアするようにキャッシュメモリを更新
するステップとをさらに含む、請求項１２に記載の方
法。
【請求項１５】光ディスクに関するデータをストアす
るためのキャッシュ装置であって、不揮発性メモリ（６０）の第１の部分（１０４）と、デジタル処理手段（２０）とを含み、前記デジタル処理手段（２０）は前記第１の部分（１０
４）をキャッシュ化されたデータの複数のグループに構
成されるキャッシュ化されたデータをストアするための
第１の領域（２５２）と、マーカーおよび複数の光ディスクセクタアドレスをスト
アするための第２のデータ構造（２５６）とを含むよう
に割当て、前記デジタル処理手段（２０）は電源の復元の後に、ス
トアされたキャッシュ化データ（２５２）の実質的な部
分を回復させるための第１のコンピュータプログラムを
実行し、前記コンピュータプログラムは第１の領域（２
５２）にストアされた有効光記憶装置セクタの適切な数
を決定するステップと、すべての有効マーカーに対して一意的な次のマーカー
（２５４）を規定するステップと、キャッシュ化されたデータをストアするための第１の領
域（２５２）内の次の位置を導出するステップとを含
み、前記デジタル処理手段はデータリクエストデータに対す
る現在のデータリクエストを処理するための第２のコン
ピュータプログラムを実行する、キャッシュ装置。
【請求項１６】複数の光ディスクに関するデータをス
トアし、第１の部分（１０４）が複数のそれぞれの光デ
ィスク識別コードをストアするための第３の領域（１８
４）をさらに含むように割当てられ、第２の領域（２５
６）が光ディスクセクタアドレスを対応する光ディスク
と関連付けるための手段をさらに含む、請求項１５に記
載のキャッシュ装置。
【請求項１７】第１の部分（１０４）が二次キャッシ
ュを形成し、一次キャッシュ（１０２）をさらに含み、
デジタル処理手段が以下を含むように一次キャッシュ
（１０２）を割当て、前記一次キャッシュ（１０２）
は、（ｉ）現在の光ディスクを識別するように前記第３
の領域を指すインデックス（１８２）と、（ｉｉ）現在
のデータリクエストによって特定されたデータのための
光ディスクセクタアドレス（１８６）と、（ｉｉｉ）不
揮発性メモリの前記第１の部分（１０４）の前記第１の
領域（２５２）内のデータリクエストデータを関連付け
られた光ディスク上の位置にマッピングするためのルッ
クアップ論理構造（１９０）とを含み、前記第２のコン
ピュータプログラムは光ディスクドライブからの第１の
光ディスクの除去を識別するステップと、光ディスクドライブへの第２の光ディスクの挿入を識別
するステップと、前記第２の光ディスクに対応する識別コードを決定する
ステップと、前記識別コードの既に存在するかどうかを判断するため
に第３の領域をチェックするステップと、既に存在すれば、インデックスを前記既に存在する識別
コードを参照するように設定するステップと、存在しない場合には、前記識別コードを前記第３の領域
に加えるステップと、インデックスを前記加えられた識
別コードを参照するように設定するステップと、現在のデータリクエストから光ディスクセクタアドレス
（１８６）を決定するステップと、不揮発性メモリの前記第１の部分（１０４）の前記第１
の領域（２５２）に現在のデータリクエストに関するデ
ータリクエストデータをストアするステップと、ストアされたデータリクエストデータにキャッシュ装置
（１００）から後に直接アクセスできるように前記ルッ
クアップ論理構造（１９０）を更新するステップとを含
む、請求項１６に記載のキャッシュ装置。
【請求項１８】不揮発性メモリ（１０４）に光ディス
ク（７０）に関するデータをストアするためのキャッシ
ュ化方法であって、複数のキャッシュ化されたデータのグループに構成され
るキャッシュ化されたデータをストアするための第１の
領域（２５２）と、マーカーおよび複数の光ディスクセクタアドレスをスト
アするための第２のデータ構造（２５６）とを含む第１
のデータ構造を割当てるステップと、第１の領域（２５２）にストアされた有効光学記憶装置
セクタの適切な数を決定するステップと、すべての有効マーカーに対して一意的な次のマーカー
（２５４）を規定するステップと、キャッシュ化されたデータをストアするための第１の領
域（２５２）内の次の位置を導出するステップと、データリクエストデータに対する現在のデータリクエス
トを処理するステップとを含む、方法。
【請求項１９】複数の光ディスクに関するデータをス
トアし、割当てられた第１のデータ構造が、複数のそれぞれの光ディスク識別コードをストアするた
めの第３の領域（１８４）をさらに含み、第２の領域
（２５６）が光セクタアドレスを対応する光ディスクと
関連付けるための手段をさらに含む、請求項１８に記載
のキャッシュ装置。
【請求項２０】一次キャッシュ（１０２）および二次
キャッシュ（１０４）を含む２レベルキャッシュ（１０
０）にデータをストアし、二次キャッシュ（１０４）は
不揮発性メモリを含み、第１のデータ構造（２５２、１８４、２５４、２５６）
が二次キャッシュにおいて割当てられ、現在の光ディスクを識別する前記第３の領域（１８４）
を指すインデックス（１８２）と、現在のデータリクエストによって特定されたデータに関
する光ディスクセクタアドレス（１８６）と、前記二次キャッシュ（１０４）の前記第１の領域（２５
２）内のデータリクエストデータを関連付けられた光デ
ィスク（７０）上の位置にマッピングするためのルック
アップ論理構造（１９０）とを含む第２のデータ構造が
一次キャッシュ内で割当てられる、請求項１９に記載の
キャッシュ化方法。
【請求項２１】前記現在の光ディスクを識別するよう
に前記インデックスを維持するステップをさらに含み、現在のデータリクエストを処理するステップが、現在のデータリクエストから光ディスクセクタアドレス
を決定するステップと、前記二次キャッシュの前記第１の領域（２５２）に現在
のデータリクエストに関するデータリクエストデータを
ストアするステップと、ストアされたデータリクエストデータに後にキャッシュ
装置から直接アクセスできるように前記ルックアップ論
理構造（１９０）を更新するステップとを含む、請求項
２０に記載のキャッシュ化方法。
【請求項２２】前記インデックスを維持するステップ
が、光ディスクドライブからの第１の光ディスクの除去を識
別するステップと、光ディスクドライブへの第２の光ディスクの挿入を識別
するステップと、前記第２の光ディスクに対応する識別コードを決定する
ステップと、前記識別コードが既に存在するかどうかを判断するため
に第３の領域をチェックするステップと、既に存在すれば、インデックスを前記既に存在する識別
コードを参照するように設定するステップと、存在しない場合には、前記識別コードを前記第３の領域
に加え、前記加えられた識別コードを参照するようにイ
ンデックスを設定するステップとを含む、請求項２１に
記載のキャッシュ化方法。
【請求項２３】光ディスク大容量記憶装置からリクエ
ストされたデータをストアするための判別キャッシュ装
置であって、現在の光ディスク（７０）に関するデータをストアする
ための一次キャッシュ（１０２）と複数の光ディスク
（７０）に関するデータをストアするための二次キャッ
シュ（１０４）とを含む２レベルキャッシュ（１００）
を含み、二次キャッシュ（１０４）はハードディスクド
ライブ（６０）の第１の部分を含み、ハードディスクド
ライブ（６０）は光ディスクドライブ（７０）よりも速
いアクセス時間または転送レートの１つまたは両方を有
し、さらに以下のステップを含む現在の光ディスクデー
タリクエストを処理するコンピュータプログラム（１１
０）を実行するためのデジタル処理手段（２０）を含
み、データ長に依存しない基準を用いて現在のデータリクエ
ストが光ディスクアクセス時間を向上させそうかを判断
する（１１４）ステップと、前記基準が光ディスクアクセス時間が向上しそうだと示
すと現在のデータリクエストに関して２レベルキャッシ
ュを用いる（１１６）ステップと、２レベルキャッシュが現在のデータリクエストのために
用いられており、かつリクエストされたデータが２レベ
ルキャッシュに存在するときに、２レベルキャッシュか
ら現在のデータリクエストによって特定されたデータを
取込む（１２６、１３０）ステップと、２レベルキャッシュから取込まれないときに現在の光デ
ィスクから現在のデータリクエストによって特定された
データを取込む（１１８、１３４）ステップと、２レベルキャッシュが使用されているときに現在の光デ
ィスクから取込まれたデータに関して、取込まれたデー
タへの２レベルキャッシュから直接の将来のアクセスを
可能にするように２レベルキャッシュを更新する（１３
８）ステップとを含む、判別キャッシュ装置。
【請求項２４】判断する前記ステップ（１１４）が、現在のデータリクエストが前のデータリクエストからの
データと連続するデータに対するものであるかを決定す
る（１５０）ステップと、先の第１のタイムウィンドウ内で起こる光ディスクＩ／
Ｏが第１のスループットを超えるかどうかを決定する
（１５４）ステップとを含み、現在のデータリクエストのための前記基準が、以下の状
況の各々について光ディスクアクセス時間を向上する可
能性を示す（１５２）、すなわち、（ｉ）現在のリクエ
ストに対するデータが前記前のデータリクエストからの
データと連続していないか、または（ｉｉ）現在のデー
タリクエストに対するデータが連続しており、かつ前記
先行の第１のウィンドウ内で起こる光学装置Ｉ／Ｏが第
１のスループットを超えない条件の各々について示す、
請求項２３に記載のキャッシュ装置。
【請求項２５】決定する前記ステップ（１１４）が、現在のデータリクエストによって、および光ディスクが
アクセスされた先行のデータリクエストによって特定さ
れるデータ位置に基づいて現在のデータリクエストに対
する光ディスクアクセス時間を推定する（１６０）ステ
ップを含み、推定されたアクセス時間がハードディスクドライブアク
セス時間の第１の割合の範囲内にないときには、現在の
データリクエストに関する前記基準（１６２）が光ディ
スクアクセス時間の向上の可能性を示す（１６４）、請
求項２３に記載のキャッシュ装置。
【請求項２６】決定する前記ステップ（１１４）が、現在のデータリクエスト、および光ディスクがアクセス
された先行のデータリクエストによって特定される位置
に基づいて、現在のデータリクエストに対する光ディス
クアクセス時間を推定する（１７０）ステップと、先行の第１のタイムウィンドウ内で起こる光ディスクＩ
／Ｏが第１のスループットを超えるかどうかを決定する
（１７４）ステップとを含み、以下の条件、すなわち（ｉ）推定されたアクセス時間が
第１の記憶装置アクセス時間の第１の割合以内にない
か、または（ｉｉ）先行の第１のタイムウィンドウ内で
起こる大容量装置Ｉ／Ｏが第１のスループットを超えな
いという条件の各々について現在のデータリクエストに
対する光ディスクアクセス時間の向上（１７２）の可能
性を現在のデータリクエストに関する前記基準が示す、
請求項２３に記載のキャッシュ装置。
【請求項２７】光ディスク大容量記憶装置からリクエ
ストされたデータをストアするための判別キャッシュ装
置であって、現在の光ディスク（７０）に関するデータをストアする
ための一次キャッシュ（１０２）と、複数の光ディスク
（７０）に関するデータをストアするための二次キャッ
シュ（１０４）とを含む２レベルキャッシュ（１００）
を含み、二次キャッシュ（１０４）はハードディスクド
ライブ（６０）の第１の部分を含み、ハードディスクド
ライブ（６０）は光ディスクドライブ（７０）よりも速
いアクセス時間または転送レートのいずれか一方または
その両方を有し、さらに以下のステップを含む現在の光
ディスクデータリクエストを処理するコンピュータプロ
グラム（１１０）を実行するためのデジタル処理手段
（２０）を含み、前記ステップは２レベルキャッシュか
ら現在のデータリクエストによって特定されたデータ
を、２レベルキャッシュ内にあれば取込む（１２６、１
３０）ステップと、２レベルキャッシュから取込まれなければ、現在の光デ
ィスクから現在のデータリクエストによって特定された
データを取込む（１１８、１３０）ステップと、データが現在の光ディスクから取込まれた現在のデータ
リクエストに関して、現在のデータリクエストが光ディ
スクアクセス時間を向上しそうかどうかをデータ長に依
存しない基準を用いて判断するステップと、データ長に依存しない基準が、光ディスクアクセス時間
が向上されそうであることを示すと、取込まれたデータ
への２レベルキャッシュから直接の将来のアクセスを可
能にするように２レベルキャッシュを更新する（１３
８）ステップと、データ長に依存しない基準が、光ディスクアクセス時間
が向上されそうにないことを示すと、現在のデータリク
エストに関して２レベルキャッシュを更新しないステッ
プとを含む、判別キャッシュ装置。
【請求項２８】前記決定するステップが、データリクエストが前のデータリクエストからのデータ
に連続するデータに対するものかを決定する（１５０）
ステップと、先行の第１のタイムウィンドウ内で起こる光ディスクＩ
／Ｏが第１のスループットを超えるかどうかを決定する
（１５４）ステップとを含み、以下の条件、すなわち（ｉ）現在のリクエストに関する
データが前記前のデータリクエストからのデータと連続
していないか、または（ｉｉ）現在のデータリクエスト
に関するデータが連続しており、かつ前記先行の第１の
ウィンドウ内で起こる光学装置Ｉ／Ｏが第１のスループ
ットを超えない条件の各々について光ディスクアクセス
時間の向上の可能性を前記基準が示す（１５２）、請求
項２７に記載のキャッシュ装置。
【請求項２９】前記決定するステップが、現在のデータリクエスト、および光ディスクがアクセス
された先行のデータリクエストによって特定されたデー
タ位置に基づいて、現在のデータリクエストに対する光
ディスクアクセス時間を推定する（１６０）ステップを
含み、推定されたアクセス時間がハードディスクドライブアク
セス時間の第１の割合内にない場合には、基準（１６
２）が光ディスクアクセス時間の向上の可能性を示す
（１６４）、請求項２７に記載のキャッシュ装置。
【請求項３０】前記決定するステップが、現在のデータリクエスト、および光ディスクがアクセス
された先行のデータリクエストによって特定される位置
に基づいて、現在のデータリクエストに対する光ディス
クアクセス時間を推定する（１７０）ステップと、先行の第１のタイムウィンドウ内で起こる光ディスクＩ
／Ｏが第１のスループットを超えるかどうかを決定する
（１７４）ステップと、以下の条件、すなわち（ｉ）推定されたアクセス時間が
第１記憶装置アクセス時間の第１の割合内にないか、ま
たは（ｉｉ）先行の第１のタイムウィンドウ内で起こる
大容量記憶装置Ｉ／Ｏが第１のスループットを超えない
条件の各々について、基準が光ディスクアクセス時間の
向上の可能性を示す（１７２）、請求項２７に記載のキ
ャッシュ装置。
【請求項３１】大容量記憶装置のデータを特定する現
在のデータリクエストがキャッシュにストアされるべき
かを判断するためにデータリクエストを判別する方法で
あって、現在のデータリクエストが前の大容量記憶装置データリ
クエストからのデータと連続する大容量記憶装置のデー
タに対してであるかを決定する（１５０）ステップと、先行の第１のタイムウィンドウ内で起こる大容量記憶装
置Ｉ／Ｏが第１のスループットを超えるかを決定する
（１５４）ステップと、以下の条件、すなわち（ｉ）現在のリクエストに関する
データが前記前の大容量装置データリクエストからのデ
ータと連続していないか、または（ｉｉ）現在のデータ
リクエストに対するデータが前記前の大容量記憶装置デ
ータリクエストからのデータと連続しており、かつ前記
先行の第１のウィンドウ内で起こる大容量記憶装置Ｉ／
Ｏが第１のスループットを超えない条件のいずれかを満
たすと、現在のデータリクエストに関するデータをキャ
ッシュにストアする（１５２）ステップとを含む、方
法。
【請求項３２】大容量記憶装置のデータを特定する現
在のデータリクエストがキャッシュにストアされるべき
かを判断するためにデータリクエストを判別する方法で
あって、（ｉ）現在のデータリクエストおよび（ｉｉ）大容量記
憶装置がアクセスされた先行のデータリクエストによっ
て特定されるデータの位置に基づいて、大容量記憶装置
に対するアクセス時間を推定する（１６０）ステップ
と、推定されたアクセス時間が第１記憶装置アクセス時間の
第１の割合内になければ、データリクエストに対するデ
ータをキャッシュにストアする（１６４）ステップとを
含む、方法。
【請求項３３】大容量記憶装置のデータを特定する現
在のデータリクエストがキャッシュにストアされるべき
かを判断するためにデータリクエストを判別する方法で
あって、（ｉ）データリクエスト、および（ｉｉ）大容量記憶装
置がアクセスされた先行のデータリクエストによって特
定されたデータの位置に基づいて、大容量記憶装置に対
するアクセス時間を推定する（１７０）ステップと、先行の第１のタイムウィンドウ内で起こる大容量記憶装
置Ｉ／Ｏが第１のスループットを超えるかどうかを決定
する（１７４）ステップと、以下の条件、すなわち（ｉ）推定されたアクセス時間が
第１記憶装置アクセス時間の第１の割合内にないか、ま
たは（ｉｉ）先行の第１のタイムウィンドウ内で起こる
大容量記憶装置Ｉ／Ｏが第１のスループットを超えない
という条件のいずれかを満たすと、現在のデータリクエ
ストに関するデータを第１の部分にストアする（１７
２）ステップとを含む、方法。