JPH11143643A - 再生装置、及びキャッシュ処理方法 - Google Patents
再生装置、及びキャッシュ処理方法Info
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- JPH11143643A JPH11143643A JP9304034A JP30403497A JPH11143643A JP H11143643 A JPH11143643 A JP H11143643A JP 9304034 A JP9304034 A JP 9304034A JP 30403497 A JP30403497 A JP 30403497A JP H11143643 A JPH11143643 A JP H11143643A
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- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
- G06F3/0602—Interfaces specially adapted for storage systems specifically adapted to achieve a particular effect
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- G06F3/0613—Improving I/O performance in relation to throughput
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- G11B2020/10675—Data buffering arrangements, e.g. recording or playback buffers aspects of buffer control
- G11B2020/10685—Data buffering arrangements, e.g. recording or playback buffers aspects of buffer control input interface, i.e. the way data enter the buffer, e.g. by informing the sender that the buffer is busy
Abstract
(57)【要約】
【課題】 データ再生時のキャッシュ処理の効率化によ
るアクセスタイム向上。 【解決手段】 データ要求がシーケンシャルリードでな
いと判断した場合は、キャッシュメモリで複数のメモリ
領域を分割設定して、或るメモリ領域に対してデータ格
納動作を行なうようにする。つまり、連続したデータの
読出でなくとも、ぞれまでのキャッシュメモリ内を完全
にパージせず、領域毎に確保しておく。これにより２ポ
イントリードなどの場合に、さらに次のデータ転送要求
時に確保しておいた領域のデータを有効利用できるよう
にする。ランダムリードの場合でも、できるだけ過去の
バファリングデータを領域分割して確保しておくこと
で、キャッシュヒット転送できる可能性を残しておくこ
とができる。シーケンシャルリードの場合は、キャッシ
ュメモリを１つのリングメモリ形態としてデータ格納動
作を行なうようにすることで、キャッシュメモリ手段の
容量を有効利用し、キャッシュヒット転送の確率を高め
る。
るアクセスタイム向上。 【解決手段】 データ要求がシーケンシャルリードでな
いと判断した場合は、キャッシュメモリで複数のメモリ
領域を分割設定して、或るメモリ領域に対してデータ格
納動作を行なうようにする。つまり、連続したデータの
読出でなくとも、ぞれまでのキャッシュメモリ内を完全
にパージせず、領域毎に確保しておく。これにより２ポ
イントリードなどの場合に、さらに次のデータ転送要求
時に確保しておいた領域のデータを有効利用できるよう
にする。ランダムリードの場合でも、できるだけ過去の
バファリングデータを領域分割して確保しておくこと
で、キャッシュヒット転送できる可能性を残しておくこ
とができる。シーケンシャルリードの場合は、キャッシ
ュメモリを１つのリングメモリ形態としてデータ格納動
作を行なうようにすることで、キャッシュメモリ手段の
容量を有効利用し、キャッシュヒット転送の確率を高め
る。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は例えば光ディスクな
どの記録媒体に対応して再生動作を行なうことのできる
ディスク再生装置に関し、特にデータ再生時のキャッシ
ュ処理に関するものである。
どの記録媒体に対応して再生動作を行なうことのできる
ディスク再生装置に関し、特にデータ再生時のキャッシ
ュ処理に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】光学ディスク記録媒体としてＣＤ（コン
パクトディスク）方式のディスクや、マルチメディア用
途に好適なＤＶＤ（Digital Versatile Disc／Digital
VideoDisc）と呼ばれるディスクなどが開発されてい
る。これらの光ディスクに対応する再生装置では、ディ
スク上のトラックに対してレーザ光を照射し、その反射
光を検出することでデータの読出を行う。
パクトディスク）方式のディスクや、マルチメディア用
途に好適なＤＶＤ（Digital Versatile Disc／Digital
VideoDisc）と呼ばれるディスクなどが開発されてい
る。これらの光ディスクに対応する再生装置では、ディ
スク上のトラックに対してレーザ光を照射し、その反射
光を検出することでデータの読出を行う。
【０００３】ところで例えばホストコンピュータからの
リードコマンド（データ転送要求）に応じてディスク再
生動作を行い、再生されたデータをホストコンピュータ
に送信する再生装置では、そのリードコマンドに応じて
迅速にデータ転送を行うことが求められる。リードコマ
ンドは、通常リードコマンドとしてのデータとともに、
転送要求データ区間としての開始位置と、その開始位置
からのデータ長により構成される。つまりホストコンピ
ュータは再生命令と再生すべき区間を指定する。
リードコマンド（データ転送要求）に応じてディスク再
生動作を行い、再生されたデータをホストコンピュータ
に送信する再生装置では、そのリードコマンドに応じて
迅速にデータ転送を行うことが求められる。リードコマ
ンドは、通常リードコマンドとしてのデータとともに、
転送要求データ区間としての開始位置と、その開始位置
からのデータ長により構成される。つまりホストコンピ
ュータは再生命令と再生すべき区間を指定する。
【０００４】そしてリードコマンド発生時の再生装置の
動作としては、基本的には、要求されたデータの読出を
行うために、光学ヘッドのシーク（アクセス）動作を実
行し、データの読出を行う。そして読み出したデータを
ホストコンピュータに転送するわけであるが、このよう
な再生装置ではいわゆるキャッシュメモリが搭載されこ
のキャッシュメモリを介してデータ出力を行うことにな
る。
動作としては、基本的には、要求されたデータの読出を
行うために、光学ヘッドのシーク（アクセス）動作を実
行し、データの読出を行う。そして読み出したデータを
ホストコンピュータに転送するわけであるが、このよう
な再生装置ではいわゆるキャッシュメモリが搭載されこ
のキャッシュメモリを介してデータ出力を行うことにな
る。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】再生装置は、ホストコ
ンピュータから要求のあったデータセクターのデータを
ディスクから読み出してキャッシュメモリに格納（バフ
ァリング）し、そのキャッシュメモリからホストコンピ
ュータに対して転送するが、さらにその要求のあったデ
ータセクターに続くセクターのデータをも読み出してキ
ャッシュメモリに格納しておく動作を行う。いわゆる先
読み動作である。そして、次にホストコンピュータから
データ要求があった際に、その要求されたデータがキャ
ッシュメモリに格納されていれば、ディスクアクセスを
行わなくともホストコンピュータに対してデータ転送を
行うことができ、つまり見かけ上アクセスタイムを短縮
することができる。即ちホストコンピュータから、連続
するセクターに対するデータ要求が続けて発せられた場
合（いわゆるシーケンシャルリード）は、キャッシュメ
モリへの先読み動作は迅速なデータ転送という点で非常
に有効な手法となる。
ンピュータから要求のあったデータセクターのデータを
ディスクから読み出してキャッシュメモリに格納（バフ
ァリング）し、そのキャッシュメモリからホストコンピ
ュータに対して転送するが、さらにその要求のあったデ
ータセクターに続くセクターのデータをも読み出してキ
ャッシュメモリに格納しておく動作を行う。いわゆる先
読み動作である。そして、次にホストコンピュータから
データ要求があった際に、その要求されたデータがキャ
ッシュメモリに格納されていれば、ディスクアクセスを
行わなくともホストコンピュータに対してデータ転送を
行うことができ、つまり見かけ上アクセスタイムを短縮
することができる。即ちホストコンピュータから、連続
するセクターに対するデータ要求が続けて発せられた場
合（いわゆるシーケンシャルリード）は、キャッシュメ
モリへの先読み動作は迅速なデータ転送という点で非常
に有効な手法となる。
【０００６】そしてこのキャッシュメモリへのバファリ
ングは、通常キャッシュメモリがリングメモリ形態で使
用されて行われる。つまり、キャッシュメモリにはＬＢ
Ａ（Logical Block Address ：ディスク上のデータセク
ターのアドレス）が連続したデータを格納していくこと
で、シーケンシャルリードとしてのデータ要求に対して
アクセスタイムの短縮効果を実現している。
ングは、通常キャッシュメモリがリングメモリ形態で使
用されて行われる。つまり、キャッシュメモリにはＬＢ
Ａ（Logical Block Address ：ディスク上のデータセク
ターのアドレス）が連続したデータを格納していくこと
で、シーケンシャルリードとしてのデータ要求に対して
アクセスタイムの短縮効果を実現している。
【０００７】このようなキャッシュメモリへのバファリ
ング動作を図２２〜図２５で説明する。なお説明の簡略
化のために、キャッシュメモリのサイズを８ブロック
（１つのＬＢＡが与えられるセクターとして８セクター
分の容量）とする。そして仮に、ホストコンピュータか
らＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」の３ブロック（３セ
クター）の第１のデータ転送要求と、ＬＢＡ「Ｎ＋６」
〜ＬＢＡ「Ｎ＋８」の３ブロック（３セクター）の第２
のデータ転送要求が続けて供給された場合を例とする。
ング動作を図２２〜図２５で説明する。なお説明の簡略
化のために、キャッシュメモリのサイズを８ブロック
（１つのＬＢＡが与えられるセクターとして８セクター
分の容量）とする。そして仮に、ホストコンピュータか
らＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」の３ブロック（３セ
クター）の第１のデータ転送要求と、ＬＢＡ「Ｎ＋６」
〜ＬＢＡ「Ｎ＋８」の３ブロック（３セクター）の第２
のデータ転送要求が続けて供給された場合を例とする。
【０００８】上記第１のデータ転送要求が供給される前
の時点において、図２２のようにエリア＃０〜＃７の８
ブロックサイズのキャッシュメモリには、ＬＢＡ「Ｍ」
〜ＬＢＡ「Ｍ＋４」までの各データセクターが格納され
ていたとする。なお、再生装置側でのこのキャッシュメ
モリの管理には図示するように、先頭アドレスＬＢＡ
ｍ、ポインタＰＬＢＡｍ、有効セクター数ＶＳＮ、転送
済セクター数ＴＳＮという内部パラメータが使用され
る。
の時点において、図２２のようにエリア＃０〜＃７の８
ブロックサイズのキャッシュメモリには、ＬＢＡ「Ｍ」
〜ＬＢＡ「Ｍ＋４」までの各データセクターが格納され
ていたとする。なお、再生装置側でのこのキャッシュメ
モリの管理には図示するように、先頭アドレスＬＢＡ
ｍ、ポインタＰＬＢＡｍ、有効セクター数ＶＳＮ、転送
済セクター数ＴＳＮという内部パラメータが使用され
る。
【０００９】先頭アドレスＬＢＡｍとは、前回にホスト
コンピュータから要求のあったスタートセクターのＬＢ
Ａの値とされ、これはキャッシュメモリ内に格納されて
いる有効セクターの最小ＬＢＡとなる。またポインタＰ
ＬＢＡｍは、先頭アドレスＬＢＡｍが格納されているキ
ャッシュメモリのエリアを示すポインタとなる。有効セ
クター数ＶＳＮは、先頭アドレスＬＢＡｍを基準とし
て、そこからどれだけ連続したデータセクターがキャッ
シュメモリに確保されているかを示す値となる。さらに
転送済セクター数ＴＳＮとは、既にキャッシュメモリか
らホストコンピュータ側に転送されたデータセクターの
数を示す値となる。
コンピュータから要求のあったスタートセクターのＬＢ
Ａの値とされ、これはキャッシュメモリ内に格納されて
いる有効セクターの最小ＬＢＡとなる。またポインタＰ
ＬＢＡｍは、先頭アドレスＬＢＡｍが格納されているキ
ャッシュメモリのエリアを示すポインタとなる。有効セ
クター数ＶＳＮは、先頭アドレスＬＢＡｍを基準とし
て、そこからどれだけ連続したデータセクターがキャッ
シュメモリに確保されているかを示す値となる。さらに
転送済セクター数ＴＳＮとは、既にキャッシュメモリか
らホストコンピュータ側に転送されたデータセクターの
数を示す値となる。
【００１０】図２２の場合、先頭アドレスＬＢＡｍ＝
Ｍ、ポインタＰＬＢＡｍ＝０、有効セクター数ＶＳＮ＝
５とされていることから、図示するように、エリア＃０
に格納したＬＢＡ「Ｍ」のセクターからＬＢＭ「Ｍ＋
４」のセクターまでが連続して確保されている状態が管
理されていることになる。
Ｍ、ポインタＰＬＢＡｍ＝０、有効セクター数ＶＳＮ＝
５とされていることから、図示するように、エリア＃０
に格納したＬＢＡ「Ｍ」のセクターからＬＢＭ「Ｍ＋
４」のセクターまでが連続して確保されている状態が管
理されていることになる。
【００１１】ここで上記第１のデータ転送要求として、
ＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」の３セクターのデータ
転送要求があったとする。転送要求としてホストコンピ
ュータは、要求するデータ区間の最初のアドレスとなる
要求スタートアドレスｒｑＬＢＡと、その最初のアドレ
スからの区間長として要求データ長ｒｑＬＧを供給して
くる。例えばＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」の３セク
ターのデータ転送要求は、要求スタートアドレスｒｑＬ
ＢＡ＝Ｎ、要求データ長ｒｑＬＧ＝３として供給される
ことになる。
ＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」の３セクターのデータ
転送要求があったとする。転送要求としてホストコンピ
ュータは、要求するデータ区間の最初のアドレスとなる
要求スタートアドレスｒｑＬＢＡと、その最初のアドレ
スからの区間長として要求データ長ｒｑＬＧを供給して
くる。例えばＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」の３セク
ターのデータ転送要求は、要求スタートアドレスｒｑＬ
ＢＡ＝Ｎ、要求データ長ｒｑＬＧ＝３として供給される
ことになる。
【００１２】このようなデータ転送要求があった場合、
ＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」のデータは図２２の状
態のキャッシュメモリ内に格納されていない（キャッシ
ュヒットしない）ため、キャッシュメモリをパージ、つ
まり格納されている全データを無効として、新たにキャ
ッシュメモリの先頭エリア＃０から、ＬＢＡ「Ｎ」以降
のデータのバファリングを行うことになる。つまりディ
スクアクセスを行ってＬＢＡ「Ｎ」からのデータ読出を
行い、所定のデコード処理を経てキャッシュメモリに格
納していく。ここで転送要求として必要とされるデータ
はＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」であるが、将来の転
送要求を予測して、ＬＢＡ「Ｎ＋３」以降のセクターに
ついても引き続きバファリングを行っていく。図２３
は、パージされたキャッシュメモリに、ＬＢＡ「Ｎ」以
降のデータがバファリングされていく様子を示してお
り、この時点ではキャッシュメモリにＬＢＡ「Ｎ」〜Ｌ
ＢＡ「Ｎ＋４」までが確保されている。そしてその状態
が先頭アドレスＬＢＡｍ＝Ｎ、ポインタＰＬＢＡｍ＝
０、有効セクター数ＶＳＮ＝５とされて管理されてい
る。
ＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」のデータは図２２の状
態のキャッシュメモリ内に格納されていない（キャッシ
ュヒットしない）ため、キャッシュメモリをパージ、つ
まり格納されている全データを無効として、新たにキャ
ッシュメモリの先頭エリア＃０から、ＬＢＡ「Ｎ」以降
のデータのバファリングを行うことになる。つまりディ
スクアクセスを行ってＬＢＡ「Ｎ」からのデータ読出を
行い、所定のデコード処理を経てキャッシュメモリに格
納していく。ここで転送要求として必要とされるデータ
はＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」であるが、将来の転
送要求を予測して、ＬＢＡ「Ｎ＋３」以降のセクターに
ついても引き続きバファリングを行っていく。図２３
は、パージされたキャッシュメモリに、ＬＢＡ「Ｎ」以
降のデータがバファリングされていく様子を示してお
り、この時点ではキャッシュメモリにＬＢＡ「Ｎ」〜Ｌ
ＢＡ「Ｎ＋４」までが確保されている。そしてその状態
が先頭アドレスＬＢＡｍ＝Ｎ、ポインタＰＬＢＡｍ＝
０、有効セクター数ＶＳＮ＝５とされて管理されてい
る。
【００１３】ＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」のデータ
については、バファリングされた後、ホストコンピュー
タ側に転送される。一方、キャッシュメモリへのバファ
リング動作自体は、次のデータ転送要求が発生するか、
もしくはキャッシュメモリが一杯になるまで継続され
る。例えばキャッシュメモリが一杯になるまでバファリ
ングが継続されたとすると、図２４のようにＬＢＡ
「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋７」までがキャッシュメモリに確
保された状態となる。
については、バファリングされた後、ホストコンピュー
タ側に転送される。一方、キャッシュメモリへのバファ
リング動作自体は、次のデータ転送要求が発生するか、
もしくはキャッシュメモリが一杯になるまで継続され
る。例えばキャッシュメモリが一杯になるまでバファリ
ングが継続されたとすると、図２４のようにＬＢＡ
「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋７」までがキャッシュメモリに確
保された状態となる。
【００１４】この後、上記第２のデータ転送要求とし
て、ＬＢＡ「Ｎ＋６」〜ＬＢＡ「Ｎ＋８」の３セクター
のデータ転送要求があったとする。つまり要求スタート
アドレスｒｑＬＢＡ＝「Ｎ＋６」、要求データ長ｒｑＬ
Ｇ＝３というコマンドが供給されたとする。
て、ＬＢＡ「Ｎ＋６」〜ＬＢＡ「Ｎ＋８」の３セクター
のデータ転送要求があったとする。つまり要求スタート
アドレスｒｑＬＢＡ＝「Ｎ＋６」、要求データ長ｒｑＬ
Ｇ＝３というコマンドが供給されたとする。
【００１５】図２４からわかるように、転送要求のあっ
た３セクターのうち、ＬＢＡ「Ｎ＋６」、ＬＢＡ「Ｎ＋
７」はキャッシュメモリに格納されている（キャッシュ
ヒットしている）ため、この２セクターは、そのままキ
ャッシュメモリからホストコンピュータに転送できる。
そして再生装置は、図２５のようにキャッシュヒット転
送を行うとともに、確保していないＬＢＡ「Ｎ＋８」の
データを読みに行く（ディスクアクセス）。ここで、Ｌ
ＢＡ「Ｎ＋６」からＬＢＡ「Ｎ＋８」の第２のデータ転
送要求に伴って、先頭アドレスＬＢＡｍ＝Ｎ＋６、ポイ
ンタＰＬＢＡｍ＝６、有効セクター数ＶＳＮ＝２と更新
され、格納してあるＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋４」は
無効とみなす。なお、直前のセクターＬＢＡ「Ｎ＋５」
については確保している。これを転送済セクター数ＴＳ
Ｎ＝１で管理する。つまりＬＢＡ「Ｎ＋６」が格納され
たエリア＃６を基準として、前に１ブロック、後ろに２
ブロックが有効であるとする。
た３セクターのうち、ＬＢＡ「Ｎ＋６」、ＬＢＡ「Ｎ＋
７」はキャッシュメモリに格納されている（キャッシュ
ヒットしている）ため、この２セクターは、そのままキ
ャッシュメモリからホストコンピュータに転送できる。
そして再生装置は、図２５のようにキャッシュヒット転
送を行うとともに、確保していないＬＢＡ「Ｎ＋８」の
データを読みに行く（ディスクアクセス）。ここで、Ｌ
ＢＡ「Ｎ＋６」からＬＢＡ「Ｎ＋８」の第２のデータ転
送要求に伴って、先頭アドレスＬＢＡｍ＝Ｎ＋６、ポイ
ンタＰＬＢＡｍ＝６、有効セクター数ＶＳＮ＝２と更新
され、格納してあるＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋４」は
無効とみなす。なお、直前のセクターＬＢＡ「Ｎ＋５」
については確保している。これを転送済セクター数ＴＳ
Ｎ＝１で管理する。つまりＬＢＡ「Ｎ＋６」が格納され
たエリア＃６を基準として、前に１ブロック、後ろに２
ブロックが有効であるとする。
【００１６】ホストコンピュータからのデータ転送要求
に対して確保していなかったＬＢＡ「Ｎ＋８」について
は、キャッシュメモリの折り返しエリア（つまりエリア
＃０）にバファリングし、ホストコンピュータへの転送
を行う。またＬＢＡ「Ｎ＋８」以降も、将来の転送要求
に備えて、次のデータ転送要求発生もしくはキャッシュ
メモリが一杯になるまで継続してバファリングしてい
く。なお、有効セクター数ＶＳＮはデータ読出した後バ
ッファリングしてエラー訂正が完了した時点（つまり或
るセクターデータのバファリングが完了し有効データと
された時点）でカウントアップされる。図２５のように
ＬＢＡ「Ｎ＋１０」までのバファリングが完了した時点
では、有効セクター数ＶＳＮ＝５となる。
に対して確保していなかったＬＢＡ「Ｎ＋８」について
は、キャッシュメモリの折り返しエリア（つまりエリア
＃０）にバファリングし、ホストコンピュータへの転送
を行う。またＬＢＡ「Ｎ＋８」以降も、将来の転送要求
に備えて、次のデータ転送要求発生もしくはキャッシュ
メモリが一杯になるまで継続してバファリングしてい
く。なお、有効セクター数ＶＳＮはデータ読出した後バ
ッファリングしてエラー訂正が完了した時点（つまり或
るセクターデータのバファリングが完了し有効データと
された時点）でカウントアップされる。図２５のように
ＬＢＡ「Ｎ＋１０」までのバファリングが完了した時点
では、有効セクター数ＶＳＮ＝５となる。
【００１７】例えば以上のようなキャッシュメモリへの
バファリングが行われることにより、シーケンシャルな
データ転送要求に対しては、ディスクアクセスを不要と
できる機会が多くなり、これによって平均的なアクセス
タイムを短縮できることが理解される。
バファリングが行われることにより、シーケンシャルな
データ転送要求に対しては、ディスクアクセスを不要と
できる機会が多くなり、これによって平均的なアクセス
タイムを短縮できることが理解される。
【００１８】ところが、データ要求としては、ホストコ
ンピュータ側のアプリケーションの多様化等の事情によ
り、シーケンシャルリードだけでなく、例えばディスク
上で離れた２つの位置のデータセクターのデータを交互
に転送要求するような２ポイントリードや、さらにディ
スク上で離れたデータセクターのデータを順次転送要求
するランダムリードとしてのデータ要求も発生され、こ
のような場合もアクセスタイムの短縮化が求められる傾
向にある。そして上記のバファリング方式では、２ポイ
ントリードやランダムリードの際には、それらの際に要
求されたデータはバファリングされていないためキャッ
シュメモリでの先読み処理によるアクセスタイムの短縮
はできないという問題がある。
ンピュータ側のアプリケーションの多様化等の事情によ
り、シーケンシャルリードだけでなく、例えばディスク
上で離れた２つの位置のデータセクターのデータを交互
に転送要求するような２ポイントリードや、さらにディ
スク上で離れたデータセクターのデータを順次転送要求
するランダムリードとしてのデータ要求も発生され、こ
のような場合もアクセスタイムの短縮化が求められる傾
向にある。そして上記のバファリング方式では、２ポイ
ントリードやランダムリードの際には、それらの際に要
求されたデータはバファリングされていないためキャッ
シュメモリでの先読み処理によるアクセスタイムの短縮
はできないという問題がある。
【００１９】
【課題を解決するための手段】本発明はこのような問題
点に鑑みて、キャッシュメモリのバファリング形態を工
夫することで、例えば２ポイントリードやランダムリー
ドの場合でもアクセスタイムの高速化を実現できるよう
にすることを目的とする。
点に鑑みて、キャッシュメモリのバファリング形態を工
夫することで、例えば２ポイントリードやランダムリー
ドの場合でもアクセスタイムの高速化を実現できるよう
にすることを目的とする。
【００２０】このため、再生装置の再生制御手段は、供
給されたデータ要求の要求態様を判断して、判断された
要求態様に基づいて、キャッシュメモリ手段へのデータ
格納動作方式（バファリング方式）を設定する。即ち、
要求態様がシーケンシャルなデータ要求でないと判断し
た場合は、キャッシュメモリ手段で複数のメモリ領域を
分割設定して、或るメモリ領域に対してデータ格納動作
を行なうようにする。つまり、連続したデータの読出で
なくとも、それまでのキャッシュメモリ内のデータを完
全にパージせず、領域毎に確保しておく。これにより２
ポイントリードなどの場合に、さらに次のデータ転送要
求時に確保しておいた（パージしなかった）領域のデー
タを有効利用できる。一方、要求態様がシーケンシャル
なデータ要求であると判断した場合は、キャッシュメモ
リ手段を１つのリングメモリ形態としてデータ格納動作
を行なうようにする。
給されたデータ要求の要求態様を判断して、判断された
要求態様に基づいて、キャッシュメモリ手段へのデータ
格納動作方式（バファリング方式）を設定する。即ち、
要求態様がシーケンシャルなデータ要求でないと判断し
た場合は、キャッシュメモリ手段で複数のメモリ領域を
分割設定して、或るメモリ領域に対してデータ格納動作
を行なうようにする。つまり、連続したデータの読出で
なくとも、それまでのキャッシュメモリ内のデータを完
全にパージせず、領域毎に確保しておく。これにより２
ポイントリードなどの場合に、さらに次のデータ転送要
求時に確保しておいた（パージしなかった）領域のデー
タを有効利用できる。一方、要求態様がシーケンシャル
なデータ要求であると判断した場合は、キャッシュメモ
リ手段を１つのリングメモリ形態としてデータ格納動作
を行なうようにする。
【００２１】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態として
光ディスクを記録媒体とする再生装置を説明していく。
この例の再生装置に装填される光ディスクは、例えばＣ
Ｄ−ＤＡ（COMPACT DISC DIGITAL AUDIO）、ＣＤ−ＲＯ
ＭなどのＣＤ方式のディスクや、ＤＶＤ（DIGITAL VERS
ATILE DISC／DIGITAL VIDEO DISC）と呼ばれるディスク
などが考えられる。もちろん他の種類の光ディスクに対
応するディスク再生装置でも本発明は適用できるもので
ある。
光ディスクを記録媒体とする再生装置を説明していく。
この例の再生装置に装填される光ディスクは、例えばＣ
Ｄ−ＤＡ（COMPACT DISC DIGITAL AUDIO）、ＣＤ−ＲＯ
ＭなどのＣＤ方式のディスクや、ＤＶＤ（DIGITAL VERS
ATILE DISC／DIGITAL VIDEO DISC）と呼ばれるディスク
などが考えられる。もちろん他の種類の光ディスクに対
応するディスク再生装置でも本発明は適用できるもので
ある。
【００２２】図１は本例の再生装置の要部のブロック図
である。ディスク９０は、ターンテーブル７に積載さ
れ、再生動作時においてスピンドルモータ１によって一
定線速度（ＣＬＶ）もしくは一定角速度（ＣＡＶ）で回
転駆動される。そしてピックアップ１によってディスク
９０にエンボスピット形態や相変化ピット形態などで記
録されているデータの読み出しが行なわれることにな
る。ピックアップ１内には、レーザ光源となるレーザダ
イオード４や、反射光を検出するためのフォトディテク
タ５、レーザ光の出力端となる対物レンズ２、レーザ光
を対物レンズ２を介してディスク記録面に照射し、また
その反射光をフォトディテクタ５に導く光学系が形成さ
れる。対物レンズ２は二軸機構３によってトラッキング
方向及びフォーカス方向に移動可能に保持されている。
またピックアップ１全体はスレッド機構８によりディス
ク半径方向に移動可能とされている。
である。ディスク９０は、ターンテーブル７に積載さ
れ、再生動作時においてスピンドルモータ１によって一
定線速度（ＣＬＶ）もしくは一定角速度（ＣＡＶ）で回
転駆動される。そしてピックアップ１によってディスク
９０にエンボスピット形態や相変化ピット形態などで記
録されているデータの読み出しが行なわれることにな
る。ピックアップ１内には、レーザ光源となるレーザダ
イオード４や、反射光を検出するためのフォトディテク
タ５、レーザ光の出力端となる対物レンズ２、レーザ光
を対物レンズ２を介してディスク記録面に照射し、また
その反射光をフォトディテクタ５に導く光学系が形成さ
れる。対物レンズ２は二軸機構３によってトラッキング
方向及びフォーカス方向に移動可能に保持されている。
またピックアップ１全体はスレッド機構８によりディス
ク半径方向に移動可能とされている。
【００２３】ディスク９０からの反射光情報はフォトデ
ィテクタ５によって検出され、受光光量に応じた電気信
号とされてＲＦアンプ９に供給される。ＲＦアンプ９に
は、フォトディテクタ５としての複数の受光素子からの
出力電流に対応して電流電圧変換回路、マトリクス演算
／増幅回路等を備え、マトリクス演算処理により必要な
信号を生成する。例えば再生データであるＲＦ信号、サ
ーボ制御のためのフォーカスエラー信号ＦＥ、トラッキ
ングエラー信号ＴＥなどを生成する。ＲＦアンプ９から
出力される再生ＲＦ信号は２値化回路１１へ、フォーカ
スエラー信号ＦＥ、トラッキングエラー信号ＴＥはサー
ボプロセッサ１４へ供給される。
ィテクタ５によって検出され、受光光量に応じた電気信
号とされてＲＦアンプ９に供給される。ＲＦアンプ９に
は、フォトディテクタ５としての複数の受光素子からの
出力電流に対応して電流電圧変換回路、マトリクス演算
／増幅回路等を備え、マトリクス演算処理により必要な
信号を生成する。例えば再生データであるＲＦ信号、サ
ーボ制御のためのフォーカスエラー信号ＦＥ、トラッキ
ングエラー信号ＴＥなどを生成する。ＲＦアンプ９から
出力される再生ＲＦ信号は２値化回路１１へ、フォーカ
スエラー信号ＦＥ、トラッキングエラー信号ＴＥはサー
ボプロセッサ１４へ供給される。
【００２４】ＲＦアンプ９で得られた再生ＲＦ信号は２
値化回路１１で２値化されることでいわゆるＥＦＭ信号
（８−１４変調信号；ＣＤの場合）もしくはＥＦＭ＋信
号（８−１６変調信号；ＤＶＤの場合）とされ、デコー
ダ１２に供給される。デコーダ１２ではＥＦＭ復調，エ
ラー訂正処理等を行ない、また必要に応じてＣＤ−ＲＯ
Ｍデコード、ＭＰＥＧデコードなどを行なってディスク
９０から読み取られた情報の再生を行なう。
値化回路１１で２値化されることでいわゆるＥＦＭ信号
（８−１４変調信号；ＣＤの場合）もしくはＥＦＭ＋信
号（８−１６変調信号；ＤＶＤの場合）とされ、デコー
ダ１２に供給される。デコーダ１２ではＥＦＭ復調，エ
ラー訂正処理等を行ない、また必要に応じてＣＤ−ＲＯ
Ｍデコード、ＭＰＥＧデコードなどを行なってディスク
９０から読み取られた情報の再生を行なう。
【００２５】なおデコーダ１２は、ＥＦＭ復調したデー
タをデータバッファとしてのキャッシュメモリ２０に蓄
積していき、このキャッシュメモリ２０上でエラー訂正
処理等を行う。エラー訂正され適正な再生データとされ
た状態で、キャッシュメモリ２０に格納された状態をバ
ファリングと呼び、本例ではこのバファリング動作に特
徴を有するものであるが、この点については後述する。
この再生装置からの再生出力としては、キャッシュメモ
リ２０でバファリングされたデータが転送出力されるこ
とになる。
タをデータバッファとしてのキャッシュメモリ２０に蓄
積していき、このキャッシュメモリ２０上でエラー訂正
処理等を行う。エラー訂正され適正な再生データとされ
た状態で、キャッシュメモリ２０に格納された状態をバ
ファリングと呼び、本例ではこのバファリング動作に特
徴を有するものであるが、この点については後述する。
この再生装置からの再生出力としては、キャッシュメモ
リ２０でバファリングされたデータが転送出力されるこ
とになる。
【００２６】インターフェース部１３は、外部のホスト
コンピュータと接続され、ホストコンピュータとの間で
再生データやリードコマンドの通信を行う。即ちキャッ
シュメモリ２０に格納された再生データは、インターフ
ェース部１３を介してホストコンピュータに転送出力さ
れる。またホストコンピュータからのリードコマンドそ
の他の信号はインターフェース部１３を介してシステム
コントローラ１０に供給される。
コンピュータと接続され、ホストコンピュータとの間で
再生データやリードコマンドの通信を行う。即ちキャッ
シュメモリ２０に格納された再生データは、インターフ
ェース部１３を介してホストコンピュータに転送出力さ
れる。またホストコンピュータからのリードコマンドそ
の他の信号はインターフェース部１３を介してシステム
コントローラ１０に供給される。
【００２７】サーボプロセッサ１４は、ＲＦアンプ９か
らのフォーカスエラー信号ＦＥ、トラッキングエラー信
号ＴＥや、デコーダ１２もしくはシステムコントローラ
１０からのスピンドルエラー信号ＳＰＥ等から、フォー
カス、トラッキング、スレッド、スピンドルの各種サー
ボドライブ信号を生成しサーボ動作を実行させる。即ち
フォーカスエラー信号ＦＥ、トラッキングエラー信号Ｔ
Ｅに応じてフォーカスドライブ信号、トラッキングドラ
イブ信号を生成し、二軸ドライバ１６に供給する。二軸
ドライバ１６はピックアップ１における二軸機構３のフ
ォーカスコイル、トラッキングコイルを駆動することに
なる。これによってピックアップ１、ＲＦアンプ９、サ
ーボプロセッサ１４、二軸ドライバ１６、二軸機構３に
よるトラッキングサーボループ及びフォーカスサーボル
ープが形成される。
らのフォーカスエラー信号ＦＥ、トラッキングエラー信
号ＴＥや、デコーダ１２もしくはシステムコントローラ
１０からのスピンドルエラー信号ＳＰＥ等から、フォー
カス、トラッキング、スレッド、スピンドルの各種サー
ボドライブ信号を生成しサーボ動作を実行させる。即ち
フォーカスエラー信号ＦＥ、トラッキングエラー信号Ｔ
Ｅに応じてフォーカスドライブ信号、トラッキングドラ
イブ信号を生成し、二軸ドライバ１６に供給する。二軸
ドライバ１６はピックアップ１における二軸機構３のフ
ォーカスコイル、トラッキングコイルを駆動することに
なる。これによってピックアップ１、ＲＦアンプ９、サ
ーボプロセッサ１４、二軸ドライバ１６、二軸機構３に
よるトラッキングサーボループ及びフォーカスサーボル
ープが形成される。
【００２８】またサーボプロセッサ１４はスピンドルモ
ータドライバ１７に対して、スピンドルエラー信号ＳＰ
Ｅに応じて生成したスピンドルドライブ信号を供給す
る。スピンドルモータドライバ１７はスピンドルドライ
ブ信号に応じて例えば３相駆動信号をスピンドルモータ
６に印加し、スピンドルモータ６のＣＬＶ回転を実行さ
せる。またサーボプロセッサ１４はシステムコントロー
ラ１０からのスピンドルキック／ブレーキ制御信号に応
じてスピンドルドライブ信号を発生させ、スピンドルモ
ータドライバ１７によるスピンドルモータ６の起動また
は停止などの動作も実行させる。
ータドライバ１７に対して、スピンドルエラー信号ＳＰ
Ｅに応じて生成したスピンドルドライブ信号を供給す
る。スピンドルモータドライバ１７はスピンドルドライ
ブ信号に応じて例えば３相駆動信号をスピンドルモータ
６に印加し、スピンドルモータ６のＣＬＶ回転を実行さ
せる。またサーボプロセッサ１４はシステムコントロー
ラ１０からのスピンドルキック／ブレーキ制御信号に応
じてスピンドルドライブ信号を発生させ、スピンドルモ
ータドライバ１７によるスピンドルモータ６の起動また
は停止などの動作も実行させる。
【００２９】サーボプロセッサ１４は、例えばトラッキ
ングエラー信号ＴＥの低域成分として得られるスレッド
エラー信号や、システムコントローラ１０からのアクセ
ス実行制御などに基づいてスレッドドライブ信号を生成
し、スレッドドライバ１５に供給する。スレッドドライ
バ１５はスレッドドライブ信号に応じてスレッド機構８
を駆動する。スレッド機構８には図示しないが、ピック
アップ１を保持するメインシャフト、スレッドモータ、
伝達ギア等による機構を有し、スレッドドライバ１５が
スレッドドライブ信号に応じてスレッドモータ８を駆動
することで、ピックアップ１の所要のスライド移動が行
なわれる。
ングエラー信号ＴＥの低域成分として得られるスレッド
エラー信号や、システムコントローラ１０からのアクセ
ス実行制御などに基づいてスレッドドライブ信号を生成
し、スレッドドライバ１５に供給する。スレッドドライ
バ１５はスレッドドライブ信号に応じてスレッド機構８
を駆動する。スレッド機構８には図示しないが、ピック
アップ１を保持するメインシャフト、スレッドモータ、
伝達ギア等による機構を有し、スレッドドライバ１５が
スレッドドライブ信号に応じてスレッドモータ８を駆動
することで、ピックアップ１の所要のスライド移動が行
なわれる。
【００３０】ピックアップ１におけるレーザダイオード
４はレーザドライバ１８によってレーザ発光駆動され
る。システムコントローラ１０はディスク９０に対する
再生動作を実行させる際に、レーザパワーの制御値をオ
ートパワーコントロール回路１９にセットし、オートパ
ワーコントロール回路１９はセットされたレーザパワー
の値に応じてレーザ出力が行われるようにレーザドライ
バ１８を制御する。
４はレーザドライバ１８によってレーザ発光駆動され
る。システムコントローラ１０はディスク９０に対する
再生動作を実行させる際に、レーザパワーの制御値をオ
ートパワーコントロール回路１９にセットし、オートパ
ワーコントロール回路１９はセットされたレーザパワー
の値に応じてレーザ出力が行われるようにレーザドライ
バ１８を制御する。
【００３１】なお、記録動作が可能な装置とする場合
は、記録データに応じて変調された信号がレーザドライ
バ１８に印加される。例えば記録可能タイプのディスク
９０に対して記録を行う際には、ホストコンピュータか
らインターフェース部１３に供給された記録データは図
示しないエンコーダによってエラー訂正コードの付加、
ＥＦＭ＋変調などの処理が行われた後、レーザドライバ
１８に供給される。そしてレーザドライバ１８が記録デ
ータに応じてレーザ発光動作をレーザダイオード４に実
行させることで、ディスク９０に対するデータ記録が実
行される。
は、記録データに応じて変調された信号がレーザドライ
バ１８に印加される。例えば記録可能タイプのディスク
９０に対して記録を行う際には、ホストコンピュータか
らインターフェース部１３に供給された記録データは図
示しないエンコーダによってエラー訂正コードの付加、
ＥＦＭ＋変調などの処理が行われた後、レーザドライバ
１８に供給される。そしてレーザドライバ１８が記録デ
ータに応じてレーザ発光動作をレーザダイオード４に実
行させることで、ディスク９０に対するデータ記録が実
行される。
【００３２】以上のようなサーボ及びデコード、エンコ
ードなどの各種動作はマイクロコンピュータによって形
成されたシステムコントローラ１０により制御される。
例えば一連の再生動作制御としては、システムコントロ
ーラ１０はホストコンピュータからのリードコマンドに
応じて、要求されたデータ区間の読出を行うための動作
として、サーボプロセッサ１４に指令を出し、リードコ
マンドにより転送要求されたデータ区間として転送要求
開始位置をターゲットとするピックアップ１のシーク動
作を実行させる。そして詳しくは後述するが、シーク終
了後、転送要求開始位置から転送要求終了位置までのデ
ータ区間の全部又は一部の読出を実行させ、デコーダ１
２、データバッファ２０に必要な処理を実行させ、転送
要求開始位置から転送要求終了位置までの再生データ
（要求されたデータ）をインターフェース部１３からホ
ストコンピュータに転送させる制御を行う。
ードなどの各種動作はマイクロコンピュータによって形
成されたシステムコントローラ１０により制御される。
例えば一連の再生動作制御としては、システムコントロ
ーラ１０はホストコンピュータからのリードコマンドに
応じて、要求されたデータ区間の読出を行うための動作
として、サーボプロセッサ１４に指令を出し、リードコ
マンドにより転送要求されたデータ区間として転送要求
開始位置をターゲットとするピックアップ１のシーク動
作を実行させる。そして詳しくは後述するが、シーク終
了後、転送要求開始位置から転送要求終了位置までのデ
ータ区間の全部又は一部の読出を実行させ、デコーダ１
２、データバッファ２０に必要な処理を実行させ、転送
要求開始位置から転送要求終了位置までの再生データ
（要求されたデータ）をインターフェース部１３からホ
ストコンピュータに転送させる制御を行う。
【００３３】なおホストコンピュータからのリードコマ
ンド、即ち転送要求としては、要求するデータ区間の最
初のアドレスとなる要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ
と、その最初のアドレスからの区間長として要求データ
長ｒｑＬＧとなる。例えば要求スタートアドレスｒｑＬ
ＢＡ＝Ｎ、要求データ長ｒｑＬＧ＝３という転送要求
は、ＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」の３セクターのデ
ータ転送要求を意味する。
ンド、即ち転送要求としては、要求するデータ区間の最
初のアドレスとなる要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ
と、その最初のアドレスからの区間長として要求データ
長ｒｑＬＧとなる。例えば要求スタートアドレスｒｑＬ
ＢＡ＝Ｎ、要求データ長ｒｑＬＧ＝３という転送要求
は、ＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋２」の３セクターのデ
ータ転送要求を意味する。
【００３４】このような再生装置において、ホストコン
ピュータからのリードコマンド発生した際の読出／バフ
ァリング／転送処理について説明していく。システムコ
ントローラ１０は、リードコマンドに応じて、要求され
たデータをホストコンピュータに転送すべく、必要な動
作としてディスク９０からの読出及びデコード、キャッ
シュメモリ２０へのバファリング、転送、さらに状況に
応じて続くデータのバファリング等を行うことになる
が、特にバファリングに関する動作方式を決定するため
に、データ要求がどのような態様の要求であるかを判断
する。具体的には、連続的なデータセクターを順次転送
要求するようなシーケンシャルリードであるか、ディス
ク９０の２つの離れた地点での各データを交互に要求す
るような２ポイントリードであるか、もしくは全くラン
ダムな地点のデータを順次要求するランダムリードであ
るかを判断する。
ピュータからのリードコマンド発生した際の読出／バフ
ァリング／転送処理について説明していく。システムコ
ントローラ１０は、リードコマンドに応じて、要求され
たデータをホストコンピュータに転送すべく、必要な動
作としてディスク９０からの読出及びデコード、キャッ
シュメモリ２０へのバファリング、転送、さらに状況に
応じて続くデータのバファリング等を行うことになる
が、特にバファリングに関する動作方式を決定するため
に、データ要求がどのような態様の要求であるかを判断
する。具体的には、連続的なデータセクターを順次転送
要求するようなシーケンシャルリードであるか、ディス
ク９０の２つの離れた地点での各データを交互に要求す
るような２ポイントリードであるか、もしくは全くラン
ダムな地点のデータを順次要求するランダムリードであ
るかを判断する。
【００３５】そして、これらの要求態様の判断に応じ
て、キャッシュメモリ２０へのバファリング方式を設定
する。転送要求態様に応じた具体的なバファリング動作
例は図３以降で説明して行くが、要求態様の判断に応じ
たバファリング方式とは次のようになる。
て、キャッシュメモリ２０へのバファリング方式を設定
する。転送要求態様に応じた具体的なバファリング動作
例は図３以降で説明して行くが、要求態様の判断に応じ
たバファリング方式とは次のようになる。
【００３６】要求態様としては、シーケンシャルリード
か、２ポイントリードか、ランダムリードかを区別す
る。そしてシーケンシャルリードの場合は、キャッシュ
メモリ２０を１つのリングメモリとして用い、転送要求
された必要なデータのバファリング、及びそのデータに
続くデータの先読みとしてのバファリングを行う。この
先読みバファリングは、キャッシュメモリ２０が一杯と
なるまでか、もしくは次の転送要求が発生されるまで行
われる。これにより引き続きシーケンシャルリードとし
ての転送要求があった場合にキャッシュヒット転送でき
る確率を高くする。
か、２ポイントリードか、ランダムリードかを区別す
る。そしてシーケンシャルリードの場合は、キャッシュ
メモリ２０を１つのリングメモリとして用い、転送要求
された必要なデータのバファリング、及びそのデータに
続くデータの先読みとしてのバファリングを行う。この
先読みバファリングは、キャッシュメモリ２０が一杯と
なるまでか、もしくは次の転送要求が発生されるまで行
われる。これにより引き続きシーケンシャルリードとし
ての転送要求があった場合にキャッシュヒット転送でき
る確率を高くする。
【００３７】２ポイントリードの場合は、基本的にはキ
ャッシュメモリ２０を２つのセグメントＳＧ１、ＳＧ２
に分割し、それぞれをセグメントバッファとして用い
る。つまり、転送要求されるであろう２つの箇所につい
てそれぞれバファリングデータを有効としておき、例え
ばディスク９０上の２つの箇所のデータが交互に転送要
求されるような場合に、それぞれキャッシュヒット転送
できる確率を高くする。なお、２つのセグメントＳＧ
１、ＳＧ２の分割点（キャッシュメモリ２０内のエリア
の分割点）は固定的なものではなく（但し固定的なもの
としてもよいが）、後述する各種パラメータ（ＬＢＡｍ
１、ＰＬＢＡｍ１、ＶＳＮ１、ＴＳＮ１、ＬＢＡｍ２、
ＰＬＢＡｍ２、ＶＳＮ２、ＴＳＮ２）によってフレキシ
ブルに設定される。
ャッシュメモリ２０を２つのセグメントＳＧ１、ＳＧ２
に分割し、それぞれをセグメントバッファとして用い
る。つまり、転送要求されるであろう２つの箇所につい
てそれぞれバファリングデータを有効としておき、例え
ばディスク９０上の２つの箇所のデータが交互に転送要
求されるような場合に、それぞれキャッシュヒット転送
できる確率を高くする。なお、２つのセグメントＳＧ
１、ＳＧ２の分割点（キャッシュメモリ２０内のエリア
の分割点）は固定的なものではなく（但し固定的なもの
としてもよいが）、後述する各種パラメータ（ＬＢＡｍ
１、ＰＬＢＡｍ１、ＶＳＮ１、ＴＳＮ１、ＬＢＡｍ２、
ＰＬＢＡｍ２、ＶＳＮ２、ＴＳＮ２）によってフレキシ
ブルに設定される。
【００３８】ランダムリードの場合は、キャッシュメモ
リ２０を、その転送要求発生毎にセグメント分割して使
用していく。つまり、転送要求発生時に、その時点でキ
ャッシュメモリ２０にバファリングされているデータ
（それ以前のランダムリードに応じてバファリングされ
たデータ）を無効とせずに残しておき、新たにセグメン
ト分割して今回のランダムリードに関してバファリング
を行っていく。もちろんキャッシュメモリ２０の容量に
より以前のバファリングデータを残しておくことには限
界があるが、できるだけ残しておくことにより、その後
のランダムリードでキャッシュヒット転送ができる可能
性を残しておく。
リ２０を、その転送要求発生毎にセグメント分割して使
用していく。つまり、転送要求発生時に、その時点でキ
ャッシュメモリ２０にバファリングされているデータ
（それ以前のランダムリードに応じてバファリングされ
たデータ）を無効とせずに残しておき、新たにセグメン
ト分割して今回のランダムリードに関してバファリング
を行っていく。もちろんキャッシュメモリ２０の容量に
より以前のバファリングデータを残しておくことには限
界があるが、できるだけ残しておくことにより、その後
のランダムリードでキャッシュヒット転送ができる可能
性を残しておく。
【００３９】これらのようにバファリング方式を設定す
るために、ホストコンピュータからのデータ転送要求が
発生した際には、システムコントローラ１０は、その転
送要求が上記シーケンシャルリード、２ポイントリー
ド、ランダムリードのいずれであると考えられるかを判
断する。この判断処理を示したものが図２のフローチャ
ートである。
るために、ホストコンピュータからのデータ転送要求が
発生した際には、システムコントローラ１０は、その転
送要求が上記シーケンシャルリード、２ポイントリー
ド、ランダムリードのいずれであると考えられるかを判
断する。この判断処理を示したものが図２のフローチャ
ートである。
【００４０】例えば初期状態、つまりキャッシュメモリ
２０に何もバファリングされていない状態において、ホ
ストコンピュータからデータ転送要求が発生した場合
は、当然ながらキャッシュヒット転送はあり得ない。図
２のステップＦ１０１，Ｆ１０２ではキャッシュメモリ
２０の２つのセグメントＳＧ１、ＳＧ２でのヒット有無
を判断しているが、初期状態においてはこれらは否定結
果が得られ、ステップＦ１１１で内部カウンタとしての
カウント値Ｃ１をインクリメントする。カウント値Ｃ１
とはランダムリードの判断を行うためのカウンタであ
り、このカウント値Ｃ１が特定の値Ｃｔｈに達するまで
は、ステップＦ１１２からＦ１１４に進む。
２０に何もバファリングされていない状態において、ホ
ストコンピュータからデータ転送要求が発生した場合
は、当然ながらキャッシュヒット転送はあり得ない。図
２のステップＦ１０１，Ｆ１０２ではキャッシュメモリ
２０の２つのセグメントＳＧ１、ＳＧ２でのヒット有無
を判断しているが、初期状態においてはこれらは否定結
果が得られ、ステップＦ１１１で内部カウンタとしての
カウント値Ｃ１をインクリメントする。カウント値Ｃ１
とはランダムリードの判断を行うためのカウンタであ
り、このカウント値Ｃ１が特定の値Ｃｔｈに達するまで
は、ステップＦ１１２からＦ１１４に進む。
【００４１】ステップＦ１１４では内部カウンタとして
のカウント値Ｃ２のインクリメントを行う。カウント値
Ｃ２は、キャッシュメモリ２０をセグメントバッファと
して用いる際の２つのセグメントＳＧ１、ＳＧ２のうち
で、バファリングを行っていくセグメントを選択するた
めの変数となる。即ちステップＦ１１５において、カウ
ント値Ｃ２が例えば奇数である場合はステップＦ１１６
で、キャッシュメモリ２０内のセグメントＳＧ１が用い
られてバファリング及び転送要求に応じた転送動作が行
われ、一方、カウント値Ｃ２が偶数である場合はステッ
プＦ１１７で、キャッシュメモリ２０内のセグメントＳ
Ｇ２が用いられてバファリング及び転送要求に応じた転
送動作が行われるように設定される。
のカウント値Ｃ２のインクリメントを行う。カウント値
Ｃ２は、キャッシュメモリ２０をセグメントバッファと
して用いる際の２つのセグメントＳＧ１、ＳＧ２のうち
で、バファリングを行っていくセグメントを選択するた
めの変数となる。即ちステップＦ１１５において、カウ
ント値Ｃ２が例えば奇数である場合はステップＦ１１６
で、キャッシュメモリ２０内のセグメントＳＧ１が用い
られてバファリング及び転送要求に応じた転送動作が行
われ、一方、カウント値Ｃ２が偶数である場合はステッ
プＦ１１７で、キャッシュメモリ２０内のセグメントＳ
Ｇ２が用いられてバファリング及び転送要求に応じた転
送動作が行われるように設定される。
【００４２】つまり、データ転送要求時にキャッシュヒ
ットしておらず、しかもランダムリードと判断されてい
ない時点においては、キャッシュメモリ２０が２つの領
域に分割されて設定されるセグメントＳＧ１、ＳＧ２が
交互に用いられることになる。ステップＦ１１６もしく
はＦ１１７でのバファリングは、セグメントＳＧ１もし
くはＳＧ２が一杯になるか、もしくは次のデータ転送要
求が発生するまで行われる。但し次のデータ転送要求が
キャッシュヒット転送のみで完了できた場合はバファリ
ングがそのまま継続される場合もある。
ットしておらず、しかもランダムリードと判断されてい
ない時点においては、キャッシュメモリ２０が２つの領
域に分割されて設定されるセグメントＳＧ１、ＳＧ２が
交互に用いられることになる。ステップＦ１１６もしく
はＦ１１７でのバファリングは、セグメントＳＧ１もし
くはＳＧ２が一杯になるか、もしくは次のデータ転送要
求が発生するまで行われる。但し次のデータ転送要求が
キャッシュヒット転送のみで完了できた場合はバファリ
ングがそのまま継続される場合もある。
【００４３】一方、このようにセグメントＳＧ１、ＳＧ
２のが用いられてバファリングが行われた後において、
ホストコンピュータからデータ転送要求があった場合
は、その転送要求されたデータがセグメントＳＧ１に格
納されているデータとして存在し、即ちセグメントＳＧ
１においてキャッシュヒットする場合があり、または同
じくセグメントＳＧ２においてキャッシュヒットする場
合もある。
２のが用いられてバファリングが行われた後において、
ホストコンピュータからデータ転送要求があった場合
は、その転送要求されたデータがセグメントＳＧ１に格
納されているデータとして存在し、即ちセグメントＳＧ
１においてキャッシュヒットする場合があり、または同
じくセグメントＳＧ２においてキャッシュヒットする場
合もある。
【００４４】セグメントＳＧ１にキャッシュヒットした
場合は、処理はステップＦ１０１からＦ１０３に進み、
カウント値Ｃ１をクリアする。そしてステップＦ１０４
で、その前回のデータ転送要求にかかるデータがセグメ
ントＳＧ１からの転送によってホストコンピュータ側に
出力されていたか否かを判断する。ここで、前回のデー
タ要求がセグメントＳＧ１からの転送により出力されて
いた場合とは、ホストコンピュータが連続して、ディス
ク上の連続するセクター（もしくは多少不連続であって
もバファリングによりカバーできる範囲のセクター）を
転送要求してきた場合であり、つまりホストコンピュー
タがシーケンシャルリードとしてのデータ要求を行って
きた場合と判断できる。
場合は、処理はステップＦ１０１からＦ１０３に進み、
カウント値Ｃ１をクリアする。そしてステップＦ１０４
で、その前回のデータ転送要求にかかるデータがセグメ
ントＳＧ１からの転送によってホストコンピュータ側に
出力されていたか否かを判断する。ここで、前回のデー
タ要求がセグメントＳＧ１からの転送により出力されて
いた場合とは、ホストコンピュータが連続して、ディス
ク上の連続するセクター（もしくは多少不連続であって
もバファリングによりカバーできる範囲のセクター）を
転送要求してきた場合であり、つまりホストコンピュー
タがシーケンシャルリードとしてのデータ要求を行って
きた場合と判断できる。
【００４５】そこで、その場合はステップＦ１０５に進
み、キャッシュヒット転送を行うとともに、要求されて
いるデータのうちでキャッシュヒット転送できなかった
部分があれば、そのデータ読出／バファリング／転送を
行い、さらにその後もシーケンシャルリードが行われる
可能性が高いと判断して、要求された区間以降のセクタ
ーについても引き続きバファリングを行っていく。しか
もこのときのバファリングは、セグメントＳＧ１、ＳＧ
２の区分をなくし、つまり要求されたデータの先頭のデ
ータセクターを格納したエリアを始点として、キャッシ
ュメモリ２０全体をリングメモリ形態に使用して実行し
ていくことになる（キャッシュメモリ２０の全領域をセ
グメントＳＧ１とする）。換言すれば、この時点で、そ
れまでセグメントＳＧ２として確保されていたデータは
無効とされ、そのエリアは今回のバファリングに用いら
れる。従って、その次のデータ転送要求が同じくシーケ
ンシャルリードであった場合は、キャッシュヒット転送
できる確率は高くなる（その場合も処理はステップＦ１
０５に進み、引き続きキャッシュメモリ２０は１つのリ
ングメモリ形態でバファリングされていく）。この先読
みバファリングはキャッシュメモリ２０が一杯になる
か、もしくは次のデータ転送要求が発生するまで行われ
る。但し次のデータ転送要求がキャッシュヒット転送の
みで完了できた場合はバファリングがそのまま継続され
る場合もある。
み、キャッシュヒット転送を行うとともに、要求されて
いるデータのうちでキャッシュヒット転送できなかった
部分があれば、そのデータ読出／バファリング／転送を
行い、さらにその後もシーケンシャルリードが行われる
可能性が高いと判断して、要求された区間以降のセクタ
ーについても引き続きバファリングを行っていく。しか
もこのときのバファリングは、セグメントＳＧ１、ＳＧ
２の区分をなくし、つまり要求されたデータの先頭のデ
ータセクターを格納したエリアを始点として、キャッシ
ュメモリ２０全体をリングメモリ形態に使用して実行し
ていくことになる（キャッシュメモリ２０の全領域をセ
グメントＳＧ１とする）。換言すれば、この時点で、そ
れまでセグメントＳＧ２として確保されていたデータは
無効とされ、そのエリアは今回のバファリングに用いら
れる。従って、その次のデータ転送要求が同じくシーケ
ンシャルリードであった場合は、キャッシュヒット転送
できる確率は高くなる（その場合も処理はステップＦ１
０５に進み、引き続きキャッシュメモリ２０は１つのリ
ングメモリ形態でバファリングされていく）。この先読
みバファリングはキャッシュメモリ２０が一杯になる
か、もしくは次のデータ転送要求が発生するまで行われ
る。但し次のデータ転送要求がキャッシュヒット転送の
みで完了できた場合はバファリングがそのまま継続され
る場合もある。
【００４６】ステップＦ１０４で否定結果が得られる場
合は、シーケンシャルリードとはいえないが、例えばこ
のときセグメントＳＧ１でヒットしたデータは、前々回
のデータ転送要求に関してバッファリングされたデータ
と考えられるため、２ポイントリードと判断してよい。
そこでステップＦ１０６に進み、キャッシュヒット転送
を行うとともに、要求されているデータのうちでキャッ
シュヒット転送できなかった部分があれば、そのデータ
読出／バファリング／転送を行い、さらにその後も２ポ
イントリードもしくはシーケンシャルリードが行われる
可能性を考えて、要求された区間以降のセクターについ
ても引き続きバファリングを行っていく。ただしこのと
きのバファリングは、セグメントＳＧ２のデータについ
てはそのまま有効データとして残しておき、つまりセグ
メントＳＧ１、ＳＧ２の区分を残したまま、セグメント
ＳＧ１における要求されたデータの先頭のデータセクタ
ーを格納したエリアを始点としてセグメントＳＧ１内で
実行していくことになる。なお、このバファリングはセ
グメントＳＧ１内が一杯になるか、もしくは次のデータ
転送要求が発生するまで行われる。但し次のデータ転送
要求がキャッシュヒット転送のみで完了できた場合はバ
ファリングがそのまま継続される場合もある。また、セ
グメントＳＧ２内で無効なデータ存在する場合などは、
セグメントの区分点を変更する（例えばセグメントＳＧ
１がセグメントＳＧ２の一部に食い込んでいくように拡
張する）場合もある。
合は、シーケンシャルリードとはいえないが、例えばこ
のときセグメントＳＧ１でヒットしたデータは、前々回
のデータ転送要求に関してバッファリングされたデータ
と考えられるため、２ポイントリードと判断してよい。
そこでステップＦ１０６に進み、キャッシュヒット転送
を行うとともに、要求されているデータのうちでキャッ
シュヒット転送できなかった部分があれば、そのデータ
読出／バファリング／転送を行い、さらにその後も２ポ
イントリードもしくはシーケンシャルリードが行われる
可能性を考えて、要求された区間以降のセクターについ
ても引き続きバファリングを行っていく。ただしこのと
きのバファリングは、セグメントＳＧ２のデータについ
てはそのまま有効データとして残しておき、つまりセグ
メントＳＧ１、ＳＧ２の区分を残したまま、セグメント
ＳＧ１における要求されたデータの先頭のデータセクタ
ーを格納したエリアを始点としてセグメントＳＧ１内で
実行していくことになる。なお、このバファリングはセ
グメントＳＧ１内が一杯になるか、もしくは次のデータ
転送要求が発生するまで行われる。但し次のデータ転送
要求がキャッシュヒット転送のみで完了できた場合はバ
ファリングがそのまま継続される場合もある。また、セ
グメントＳＧ２内で無効なデータ存在する場合などは、
セグメントの区分点を変更する（例えばセグメントＳＧ
１がセグメントＳＧ２の一部に食い込んでいくように拡
張する）場合もある。
【００４７】２ポイントリードと考えられる場合は、次
のデータ転送要求では他方のセグメントＳＧ２でキャッ
シュヒットする可能性が高い。このため、このようにセ
グメントＳＧ２のデータを有効として残しておくこと
で、次のデータ転送要求時にキャッシュヒット転送でき
る確率を高くすることができる。
のデータ転送要求では他方のセグメントＳＧ２でキャッ
シュヒットする可能性が高い。このため、このようにセ
グメントＳＧ２のデータを有効として残しておくこと
で、次のデータ転送要求時にキャッシュヒット転送でき
る確率を高くすることができる。
【００４８】ホストコンピュータからデータ転送要求が
あった場合に、セグメントＳＧ２においてキャッシュヒ
ットしたときは、処理はステップＦ１０２からＦ１０７
に進み、カウント値Ｃ１をクリアする。そしてステップ
Ｆ１０８で、その前回のデータ転送要求にかかるデータ
がセグメントＳＧ２からの転送によってホストコンピュ
ータ側に出力されていたか否かを判断する。
あった場合に、セグメントＳＧ２においてキャッシュヒ
ットしたときは、処理はステップＦ１０２からＦ１０７
に進み、カウント値Ｃ１をクリアする。そしてステップ
Ｆ１０８で、その前回のデータ転送要求にかかるデータ
がセグメントＳＧ２からの転送によってホストコンピュ
ータ側に出力されていたか否かを判断する。
【００４９】ここで、前回のデータ要求がセグメントＳ
Ｇ２からの転送により出力されていた場合とは、上述し
たステップＦ１０４での判断の場合と同様に、ホストコ
ンピュータがシーケンシャルリードとしてのデータ要求
を行ってきた場合と判断できる。そこで、その場合はス
テップＦ１０９に進み、キャッシュヒット転送を行うと
ともに、要求されているデータのうちでキャッシュヒッ
ト転送できなかった部分があれば、そのデータ読出／バ
ファリング／転送を行い、さらにその後もシーケンシャ
ルリードが行われる可能性が高いと判断して、要求され
た区間以降のセクターについても引き続きバファリング
を行っていく。しかもこのときのバファリングは、セグ
メントＳＧ１、ＳＧ２の区分をなくし、つまり要求され
たデータの先頭のデータセクターを格納したエリアを始
点として、キャッシュメモリ２０全体をリングメモリ形
態に使用して実行していくことになる（キャッシュメモ
リ２０の全領域をセグメントＳＧ２とする）。換言すれ
ば、この時点で、それまでセグメントＳＧ１として確保
されていたデータは無効とされ、そのエリアは今回のバ
ファリングに用いられる。従って、その次のデータ転送
要求が同じくシーケンシャルリードであった場合は、キ
ャッシュヒット転送できる確率は高くなる（その場合も
処理はステップＦ１０９に進み、引き続きキャッシュメ
モリ２０は１つのリングメモリ形態でバファリングされ
ていく）。この先読みバファリングはキャッシュメモリ
２０が一杯になるか、もしくは次のデータ転送要求が発
生するまで行われる。但し次のデータ転送要求がキャッ
シュヒット転送のみで完了できた場合はバファリングが
そのまま継続される場合もある。
Ｇ２からの転送により出力されていた場合とは、上述し
たステップＦ１０４での判断の場合と同様に、ホストコ
ンピュータがシーケンシャルリードとしてのデータ要求
を行ってきた場合と判断できる。そこで、その場合はス
テップＦ１０９に進み、キャッシュヒット転送を行うと
ともに、要求されているデータのうちでキャッシュヒッ
ト転送できなかった部分があれば、そのデータ読出／バ
ファリング／転送を行い、さらにその後もシーケンシャ
ルリードが行われる可能性が高いと判断して、要求され
た区間以降のセクターについても引き続きバファリング
を行っていく。しかもこのときのバファリングは、セグ
メントＳＧ１、ＳＧ２の区分をなくし、つまり要求され
たデータの先頭のデータセクターを格納したエリアを始
点として、キャッシュメモリ２０全体をリングメモリ形
態に使用して実行していくことになる（キャッシュメモ
リ２０の全領域をセグメントＳＧ２とする）。換言すれ
ば、この時点で、それまでセグメントＳＧ１として確保
されていたデータは無効とされ、そのエリアは今回のバ
ファリングに用いられる。従って、その次のデータ転送
要求が同じくシーケンシャルリードであった場合は、キ
ャッシュヒット転送できる確率は高くなる（その場合も
処理はステップＦ１０９に進み、引き続きキャッシュメ
モリ２０は１つのリングメモリ形態でバファリングされ
ていく）。この先読みバファリングはキャッシュメモリ
２０が一杯になるか、もしくは次のデータ転送要求が発
生するまで行われる。但し次のデータ転送要求がキャッ
シュヒット転送のみで完了できた場合はバファリングが
そのまま継続される場合もある。
【００５０】ステップＦ１０８で否定結果が得られる場
合は、シーケンシャルリードとはいえないが、今回セグ
メントＳＧ２でヒットしたデータは、例えば前々回のデ
ータ転送要求に関してバッファリングされたデータと考
えられるため、２ポイントリードと判断してよい。そこ
でステップＦ１１０に進み、キャッシュヒット転送を行
うとともに、要求されているデータのうちでキャッシュ
ヒット転送できなかった部分があれば、そのデータ読出
／バファリング／転送を行い、さらにその後も２ポイン
トリードもしくはシーケンシャルリードが行われる可能
性を考えて、要求された区間以降のセクターについても
引き続きバファリングを行っていく。ただしこのときの
バファリングは、セグメントＳＧ１のデータについては
そのまま有効データとして残しておき、つまりセグメン
トＳＧ１、ＳＧ２の区分を残したまま、セグメントＳＧ
２における要求されたデータの先頭のデータセクターを
格納したエリアを始点としてセグメントＳＧ１内で実行
していくことになる。このバファリングはセグメントＳ
Ｇ２内が一杯になるか、もしくは次のデータ転送要求が
発生するまで行われる。但し次のデータ転送要求がキャ
ッシュヒット転送のみで完了できた場合はバファリング
がそのまま継続される場合もある。またセグメントＳＧ
１内で無効なデータ存在する場合などは、セグメントの
区分点を変更する（例えばセグメントＳＧ２がセグメン
トＳＧ１の一部に食い込んでいくように拡張する）場合
もある。
合は、シーケンシャルリードとはいえないが、今回セグ
メントＳＧ２でヒットしたデータは、例えば前々回のデ
ータ転送要求に関してバッファリングされたデータと考
えられるため、２ポイントリードと判断してよい。そこ
でステップＦ１１０に進み、キャッシュヒット転送を行
うとともに、要求されているデータのうちでキャッシュ
ヒット転送できなかった部分があれば、そのデータ読出
／バファリング／転送を行い、さらにその後も２ポイン
トリードもしくはシーケンシャルリードが行われる可能
性を考えて、要求された区間以降のセクターについても
引き続きバファリングを行っていく。ただしこのときの
バファリングは、セグメントＳＧ１のデータについては
そのまま有効データとして残しておき、つまりセグメン
トＳＧ１、ＳＧ２の区分を残したまま、セグメントＳＧ
２における要求されたデータの先頭のデータセクターを
格納したエリアを始点としてセグメントＳＧ１内で実行
していくことになる。このバファリングはセグメントＳ
Ｇ２内が一杯になるか、もしくは次のデータ転送要求が
発生するまで行われる。但し次のデータ転送要求がキャ
ッシュヒット転送のみで完了できた場合はバファリング
がそのまま継続される場合もある。またセグメントＳＧ
１内で無効なデータ存在する場合などは、セグメントの
区分点を変更する（例えばセグメントＳＧ２がセグメン
トＳＧ１の一部に食い込んでいくように拡張する）場合
もある。
【００５１】２ポイントリードと考えられる場合は、次
のデータ転送要求では他方のセグメントＳＧ１でキャッ
シュヒットする可能性が高い。このため、このようにセ
グメントＳＧ１のデータを有効として残しておくこと
で、次のデータ転送要求時にキャッシュヒット転送でき
る確率を高くすることができる。
のデータ転送要求では他方のセグメントＳＧ１でキャッ
シュヒットする可能性が高い。このため、このようにセ
グメントＳＧ１のデータを有効として残しておくこと
で、次のデータ転送要求時にキャッシュヒット転送でき
る確率を高くすることができる。
【００５２】ところで、データ転送要求が発生しても何
回か連続してキャッシュヒットしなかった場合は、その
度にステップＦ１１１でカウント値Ｃ１のインクリメン
トが行われ、しかもステップＦ１０３又はＦ１０７でカ
ウント値Ｃ１がクリアされないため、ある時点でステッ
プＦ１１２でカウント値Ｃ１が特定値Ｃｔｈに達したと
判断される。つまりこの場合は、連続したデータ転送要
求がそれぞれディスク上の異なる地点のデータセクター
を要求してきた場合であり、ランダムリードとして判断
してよい。これは、それまで何度かセグメントＳＧ１、
ＳＧ２を交互に使用してバファリングを行ってきたが、
結局２ポイントリードでなかったために、セグメント分
割して行ったバファリングによる効果（即ちキャッシュ
ヒット転送）が得られなかった場合である。
回か連続してキャッシュヒットしなかった場合は、その
度にステップＦ１１１でカウント値Ｃ１のインクリメン
トが行われ、しかもステップＦ１０３又はＦ１０７でカ
ウント値Ｃ１がクリアされないため、ある時点でステッ
プＦ１１２でカウント値Ｃ１が特定値Ｃｔｈに達したと
判断される。つまりこの場合は、連続したデータ転送要
求がそれぞれディスク上の異なる地点のデータセクター
を要求してきた場合であり、ランダムリードとして判断
してよい。これは、それまで何度かセグメントＳＧ１、
ＳＧ２を交互に使用してバファリングを行ってきたが、
結局２ポイントリードでなかったために、セグメント分
割して行ったバファリングによる効果（即ちキャッシュ
ヒット転送）が得られなかった場合である。
【００５３】このようにランダムリードと判断された場
合は、ステップＦ１１３に進み、ランダムリードに対応
するバファリングを行うことになる。図２では特に詳し
く示していないが、ランダムリードとしてのバファリン
グとしては、まず、ランダムリードと判断された最初の
時点（つまりカウント値Ｃ１＝ＣｔｈでステップＦ１１
３に進んだ場合）では、それまでセグメントＳＧ１、Ｓ
Ｇ２としてバファリングされているデータ、もしくはリ
ングメモリ形態で用いられてバファリングされているデ
ータを、一旦全てパージする。そして、新たにキャッシ
ュメモリ２０の例えば最初のエリアから転送要求された
データにかかるバファリングを行っていく。このバファ
リングは、次のデータ転送要求が発生するか、予め設定
された所定量の先読みバファリングが完了するまで行わ
れる。
合は、ステップＦ１１３に進み、ランダムリードに対応
するバファリングを行うことになる。図２では特に詳し
く示していないが、ランダムリードとしてのバファリン
グとしては、まず、ランダムリードと判断された最初の
時点（つまりカウント値Ｃ１＝ＣｔｈでステップＦ１１
３に進んだ場合）では、それまでセグメントＳＧ１、Ｓ
Ｇ２としてバファリングされているデータ、もしくはリ
ングメモリ形態で用いられてバファリングされているデ
ータを、一旦全てパージする。そして、新たにキャッシ
ュメモリ２０の例えば最初のエリアから転送要求された
データにかかるバファリングを行っていく。このバファ
リングは、次のデータ転送要求が発生するか、予め設定
された所定量の先読みバファリングが完了するまで行わ
れる。
【００５４】次に発生したデータ転送要求がキャッシュ
ヒットしなければ、引き続きランダムリードと判断され
てステップＦ１１３に進むが（カウント値Ｃ１＞Ｃｔｈ
でステップＦ１１３に進んだ場合）、そのように連続的
にランダムリードと判断される２回目以降は、その時点
でキャッシュメモリ２０内に確保されているデータをパ
ージせず、その部分を１つのセグメントとして分割した
上で、続くエリアから今回の転送要求されたデータにか
かるバファリングを行っていく。このバファリングも、
次のデータ転送要求が発生するか、予め設定された所定
量の先読みバファリングが完了するまで行われる。
ヒットしなければ、引き続きランダムリードと判断され
てステップＦ１１３に進むが（カウント値Ｃ１＞Ｃｔｈ
でステップＦ１１３に進んだ場合）、そのように連続的
にランダムリードと判断される２回目以降は、その時点
でキャッシュメモリ２０内に確保されているデータをパ
ージせず、その部分を１つのセグメントとして分割した
上で、続くエリアから今回の転送要求されたデータにか
かるバファリングを行っていく。このバファリングも、
次のデータ転送要求が発生するか、予め設定された所定
量の先読みバファリングが完了するまで行われる。
【００５５】つまりランダムリードが連続する場合は、
それ以前のランダムリードの際のバファリングデータ
を、それぞれ１つのセグメントとして残しておいてバフ
ァリングを行う。従ってランダムリードが連続して発生
するたびに、セグメント分割数が増えていく。但し、キ
ャッシュメモリ２０の容量と、実行されるバファリング
データ量により、もちろんセグメント分割数限界はある
ため、多数回ランダムリードが行われて、キャッシュメ
モリ２０が多数のセグメントで一杯になった場合は、一
番古いセグメントが無効化されて、新たなランダムリー
ドにかかるバファリングが行われるようにすればよい。
それ以前のランダムリードの際のバファリングデータ
を、それぞれ１つのセグメントとして残しておいてバフ
ァリングを行う。従ってランダムリードが連続して発生
するたびに、セグメント分割数が増えていく。但し、キ
ャッシュメモリ２０の容量と、実行されるバファリング
データ量により、もちろんセグメント分割数限界はある
ため、多数回ランダムリードが行われて、キャッシュメ
モリ２０が多数のセグメントで一杯になった場合は、一
番古いセグメントが無効化されて、新たなランダムリー
ドにかかるバファリングが行われるようにすればよい。
【００５６】このようにランダムリードの場合でも、で
きるだけバファリングしたデータを有効データとして残
しておくことで、その後キャッシュヒットされる可能性
を残しておくことができる。例えばその後のデータ転送
要求の際にあるセグメントにヒットした場合は、そのヒ
ットしたデータを基準にしてセグメントＳＧ１を設定し
（例えばそのセグメントを拡張してバファリングしてい
ってセグメントＳＧ１とし、残りをセグメントＳＧ２と
する）、ステップＦ１０１〜Ｆ１０６の処理で、その後
の２ポイントリードもしくはシーケンシャルリードに対
応できるようにすればよい。つまりそれ以降に２ポイン
トリードもしくはシーケンシャルリードが発生した場合
に、上述した方式でのバファリングにより、キャッシュ
ヒット転送できる可能性を高くする。
きるだけバファリングしたデータを有効データとして残
しておくことで、その後キャッシュヒットされる可能性
を残しておくことができる。例えばその後のデータ転送
要求の際にあるセグメントにヒットした場合は、そのヒ
ットしたデータを基準にしてセグメントＳＧ１を設定し
（例えばそのセグメントを拡張してバファリングしてい
ってセグメントＳＧ１とし、残りをセグメントＳＧ２と
する）、ステップＦ１０１〜Ｆ１０６の処理で、その後
の２ポイントリードもしくはシーケンシャルリードに対
応できるようにすればよい。つまりそれ以降に２ポイン
トリードもしくはシーケンシャルリードが発生した場合
に、上述した方式でのバファリングにより、キャッシュ
ヒット転送できる可能性を高くする。
【００５７】以上のような、データ転送要求の態様の判
断結果に応じてキャッシュメモリ２０のバファリング方
式を設定していくことによって実現される具体的な動作
例を以下説明していく。
断結果に応じてキャッシュメモリ２０のバファリング方
式を設定していくことによって実現される具体的な動作
例を以下説明していく。
【００５８】図３はディスク９０上のデータセクターの
一部を示したもので、図示するように、具体例として
〜に示すように各セクターのデータ転送要求が順次発
生された場合を説明していく。即ち、ホストコンピュー
タからのデータ転送要求として次のような要求があった
場合である。
一部を示したもので、図示するように、具体例として
〜に示すように各セクターのデータ転送要求が順次発
生された場合を説明していく。即ち、ホストコンピュー
タからのデータ転送要求として次のような要求があった
場合である。
【００５９】 要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝
Ｍ、要求データ長ｒｑＬＧ＝２として、ＬＢＡ「Ｍ」、
ＬＢＡ「Ｍ＋１」の２セクターのデータ転送要求。 要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｎ、要求データ
長ｒｑＬＧ＝２として、ＬＢＡ「Ｎ」、ＬＢＡ「Ｎ＋
１」の２セクターのデータ転送要求。 要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｎ＋２、要求デ
ータ長ｒｑＬＧ＝３として、ＬＢＡ「Ｎ＋２」、ＬＢＡ
「Ｎ＋３」、ＬＢＡ「Ｎ＋４」の３セクターのデータ転
送要求。 要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｎ＋９、要求デ
ータ長ｒｑＬＧ＝３として、ＬＢＡ「Ｎ＋９」、ＬＢＡ
「Ｎ＋１０」、ＬＢＡ「Ｎ＋１１」の３セクターのデー
タ転送要求。
Ｍ、要求データ長ｒｑＬＧ＝２として、ＬＢＡ「Ｍ」、
ＬＢＡ「Ｍ＋１」の２セクターのデータ転送要求。 要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｎ、要求データ
長ｒｑＬＧ＝２として、ＬＢＡ「Ｎ」、ＬＢＡ「Ｎ＋
１」の２セクターのデータ転送要求。 要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｎ＋２、要求デ
ータ長ｒｑＬＧ＝３として、ＬＢＡ「Ｎ＋２」、ＬＢＡ
「Ｎ＋３」、ＬＢＡ「Ｎ＋４」の３セクターのデータ転
送要求。 要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｎ＋９、要求デ
ータ長ｒｑＬＧ＝３として、ＬＢＡ「Ｎ＋９」、ＬＢＡ
「Ｎ＋１０」、ＬＢＡ「Ｎ＋１１」の３セクターのデー
タ転送要求。
【００６０】なお、図３には示していないが、さらにデ
ータ転送要求の後に、データ転送要求として、要求
スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｍ、要求データ長ｒｑＬ
Ｇ＝３として、ＬＢＡ「Ｍ」、ＬＢＡ「Ｍ＋１」、ＬＢ
Ａ「Ｍ＋２」の３セクターのデータ転送要求があった場
合についても述べる。
ータ転送要求の後に、データ転送要求として、要求
スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｍ、要求データ長ｒｑＬ
Ｇ＝３として、ＬＢＡ「Ｍ」、ＬＢＡ「Ｍ＋１」、ＬＢ
Ａ「Ｍ＋２」の３セクターのデータ転送要求があった場
合についても述べる。
【００６１】まず再生装置がパワーオン、もしくはソフ
トリセット／ハードリセットされた後のキャッシュメモ
リ２０の初期状態を図４に示す。説明上、キャッシュメ
モリ２０はエリア＃０〜＃７の８ブロック（セクター）
分の容量を持つものとする。キャッシュメモリ２０の状
態を管理するパラメータとして、先頭アドレスＬＢＡ
ｍ、ポインタＰＬＢＡｍ、有効セクター数ＶＳＮ、転送
済セクター数ＴＳＮという内部パラメータが使用される
が、これらのパラメータの値は生成されるセグメントに
応じて設定される。
トリセット／ハードリセットされた後のキャッシュメモ
リ２０の初期状態を図４に示す。説明上、キャッシュメ
モリ２０はエリア＃０〜＃７の８ブロック（セクター）
分の容量を持つものとする。キャッシュメモリ２０の状
態を管理するパラメータとして、先頭アドレスＬＢＡ
ｍ、ポインタＰＬＢＡｍ、有効セクター数ＶＳＮ、転送
済セクター数ＴＳＮという内部パラメータが使用される
が、これらのパラメータの値は生成されるセグメントに
応じて設定される。
【００６２】先頭アドレスＬＢＡｍ１、ポインタＰＬＢ
Ａｍ１、有効セクター数ＶＳＮ１、転送済セクター数Ｔ
ＳＮ１がセグメントＳＧ１を管理するパラメータ、先頭
アドレスＬＢＡｍ２、ポインタＰＬＢＡｍ２、有効セク
ター数ＶＳＮ２、転送済セクター数ＴＳＮ２がセグメン
トＳＧ２を管理するパラメータとなる。なお、ランダム
リードの際に、より３つ以上にセグメントが分割される
場合は、その設定されたセグメントに応じて先頭アドレ
スＬＢＡｍ（ｘ）、ポインタＰＬＢＡｍ（ｘ）、有効セ
クター数ＶＳＮ（ｘ）、転送済セクター数ＴＳＮ（ｘ）
が設定される。また、シーケンシャルリードに対応して
セグメント分割がされない状態となるときは、例えば先
頭アドレスＬＢＡｍ１＝ＬＢＡｍ２、ポインタＰＬＢＡ
ｍ１＝ＰＬＢＡｍ２、有効セクター数ＶＳＮ１＝ＶＳＮ
２、転送済セクター数ＴＳＮ１＝ＶＳＮ２の状態とな
る。
Ａｍ１、有効セクター数ＶＳＮ１、転送済セクター数Ｔ
ＳＮ１がセグメントＳＧ１を管理するパラメータ、先頭
アドレスＬＢＡｍ２、ポインタＰＬＢＡｍ２、有効セク
ター数ＶＳＮ２、転送済セクター数ＴＳＮ２がセグメン
トＳＧ２を管理するパラメータとなる。なお、ランダム
リードの際に、より３つ以上にセグメントが分割される
場合は、その設定されたセグメントに応じて先頭アドレ
スＬＢＡｍ（ｘ）、ポインタＰＬＢＡｍ（ｘ）、有効セ
クター数ＶＳＮ（ｘ）、転送済セクター数ＴＳＮ（ｘ）
が設定される。また、シーケンシャルリードに対応して
セグメント分割がされない状態となるときは、例えば先
頭アドレスＬＢＡｍ１＝ＬＢＡｍ２、ポインタＰＬＢＡ
ｍ１＝ＰＬＢＡｍ２、有効セクター数ＶＳＮ１＝ＶＳＮ
２、転送済セクター数ＴＳＮ１＝ＶＳＮ２の状態とな
る。
【００６３】先頭アドレスＬＢＡｍ１、ＬＢＡｍ２は、
前回にホストコンピュータから要求のあったスタートセ
クターのＬＢＡの値とされ、これは各セグメント内に格
納されている有効セクターの最小ＬＢＡとなる。またポ
インタＰＬＢＡｍ１、ＰＬＢＡｍ２は、先頭アドレスＬ
ＢＡｍ１又はＬＢＡｍ２が格納されている各セグメント
でのエリアを示すポインタとなる。有効セクター数ＶＳ
Ｎ１、ＶＳＮ２は、先頭アドレスＬＢＡｍ１又はＬＢＡ
ｍ２を基準として、そこからどれだけ連続したデータセ
クターが各セグメントに確保されているかを示す値とな
る。さらに転送済セクター数ＴＳＮ１、ＴＳＮ２は、既
に各セグメントからホストコンピュータ側に転送された
データセクターの数を示す値となる。
前回にホストコンピュータから要求のあったスタートセ
クターのＬＢＡの値とされ、これは各セグメント内に格
納されている有効セクターの最小ＬＢＡとなる。またポ
インタＰＬＢＡｍ１、ＰＬＢＡｍ２は、先頭アドレスＬ
ＢＡｍ１又はＬＢＡｍ２が格納されている各セグメント
でのエリアを示すポインタとなる。有効セクター数ＶＳ
Ｎ１、ＶＳＮ２は、先頭アドレスＬＢＡｍ１又はＬＢＡ
ｍ２を基準として、そこからどれだけ連続したデータセ
クターが各セグメントに確保されているかを示す値とな
る。さらに転送済セクター数ＴＳＮ１、ＴＳＮ２は、既
に各セグメントからホストコンピュータ側に転送された
データセクターの数を示す値となる。
【００６４】図４に示す初期状態では当然ながらキャッ
シュメモリ２０内には有効データは存在しない。そして
各パラメータである、先頭アドレスＬＢＡｍ１、ポイン
タＰＬＢＡｍ１、有効セクター数ＶＳＮ１、転送済セク
ター数ＴＳＮ１、及び先頭アドレスＬＢＡｍ２、ポイン
タＰＬＢＡｍ２、有効セクター数ＶＳＮ２、転送済セク
ター数ＴＳＮ２は、全て初期値とされる。
シュメモリ２０内には有効データは存在しない。そして
各パラメータである、先頭アドレスＬＢＡｍ１、ポイン
タＰＬＢＡｍ１、有効セクター数ＶＳＮ１、転送済セク
ター数ＴＳＮ１、及び先頭アドレスＬＢＡｍ２、ポイン
タＰＬＢＡｍ２、有効セクター数ＶＳＮ２、転送済セク
ター数ＴＳＮ２は、全て初期値とされる。
【００６５】まず上記としての要求スタートアドレス
ｒｑＬＢＡ＝Ｍ、要求データ長ｒｑＬＧ＝２のデータ転
送要求が発生したとする。この場合、要求されたＬＢＡ
「Ｍ」、ＬＢＡ「Ｍ＋１」は、当然ながらキャッシュヒ
ットせず、処理は図２のステップＦ１１５に進み、カウ
ント値Ｃ２＝１で奇数であるためステップＦ１１６の処
理が行われることになる。つまりセグメントＳＧ１とし
てエリア＃０〜＃３が設定され、このセグメントＳＧ１
にバファリングされていく。
ｒｑＬＢＡ＝Ｍ、要求データ長ｒｑＬＧ＝２のデータ転
送要求が発生したとする。この場合、要求されたＬＢＡ
「Ｍ」、ＬＢＡ「Ｍ＋１」は、当然ながらキャッシュヒ
ットせず、処理は図２のステップＦ１１５に進み、カウ
ント値Ｃ２＝１で奇数であるためステップＦ１１６の処
理が行われることになる。つまりセグメントＳＧ１とし
てエリア＃０〜＃３が設定され、このセグメントＳＧ１
にバファリングされていく。
【００６６】この状態を図５に示すが、バファリング
は、要求されたＬＢＡ「Ｍ」、ＬＢＡ「Ｍ＋１」だけで
なく、それに続くセクターについても、例えばセグメン
トＳＧ１が一杯になるＬＢＡ「Ｍ＋３」まで行われてい
く。ディスク９０上でみれば、図３における読出動作Ｒ
Ｄ１が行われたことになる。この状態は、先頭アドレス
ＬＢＡｍ１＝Ｍ、ポインタＰＬＢＡｍ１＝０、有効セク
ター数ＶＳＮ１＝４、転送済セクター数ＴＳＮ１＝０と
して管理される。なお図５ではＬＢＡ「Ｍ」〜ＬＢＡ
「Ｍ＋３」までバファリングが行われた例を示している
が、このようにセグメントＳＧ１が一杯になるまでのバ
ファリングが完了する前に次のデータ転送要求があった
場合は、バファリングが中断されることもある。
は、要求されたＬＢＡ「Ｍ」、ＬＢＡ「Ｍ＋１」だけで
なく、それに続くセクターについても、例えばセグメン
トＳＧ１が一杯になるＬＢＡ「Ｍ＋３」まで行われてい
く。ディスク９０上でみれば、図３における読出動作Ｒ
Ｄ１が行われたことになる。この状態は、先頭アドレス
ＬＢＡｍ１＝Ｍ、ポインタＰＬＢＡｍ１＝０、有効セク
ター数ＶＳＮ１＝４、転送済セクター数ＴＳＮ１＝０と
して管理される。なお図５ではＬＢＡ「Ｍ」〜ＬＢＡ
「Ｍ＋３」までバファリングが行われた例を示している
が、このようにセグメントＳＧ１が一杯になるまでのバ
ファリングが完了する前に次のデータ転送要求があった
場合は、バファリングが中断されることもある。
【００６７】バファリングされたデータのうち、要求さ
れたＬＢＡ「Ｍ」、ＬＢＡ「Ｍ＋１」のデータは、ホス
トコンピュータに転送される。
れたＬＢＡ「Ｍ」、ＬＢＡ「Ｍ＋１」のデータは、ホス
トコンピュータに転送される。
【００６８】次に上記としての要求スタートアドレス
ｒｑＬＢＡ＝Ｎ、要求データ長ｒｑＬＧ＝２のデータ転
送要求が発生したとする。この場合、図５の格納状態か
らわかるように要求されたＬＢＡ「Ｎ」、ＬＢＡ「Ｎ＋
１」は、キャッシュヒットせず、処理は図２のステップ
Ｆ１１５に進み、カウント値Ｃ２＝２で偶数であるため
ステップＦ１１７の処理が行われることになる。つまり
セグメントＳＧ２としてのエリア＃４〜＃７にバファリ
ングされていく。この状態を図６に示すが、バファリン
グは、要求されたＬＢＡ「Ｎ」、ＬＢＡ「Ｎ＋１」だけ
でなく、それに続くセクターについても、例えばセグメ
ントＳＧ２が一杯になるＬＢＡ「Ｎ＋３」まで行われて
いく。ディスク９０上でみれば、図３におけるアクセス
ＡＣ及び読出動作ＲＤ２が行われたことになる。
ｒｑＬＢＡ＝Ｎ、要求データ長ｒｑＬＧ＝２のデータ転
送要求が発生したとする。この場合、図５の格納状態か
らわかるように要求されたＬＢＡ「Ｎ」、ＬＢＡ「Ｎ＋
１」は、キャッシュヒットせず、処理は図２のステップ
Ｆ１１５に進み、カウント値Ｃ２＝２で偶数であるため
ステップＦ１１７の処理が行われることになる。つまり
セグメントＳＧ２としてのエリア＃４〜＃７にバファリ
ングされていく。この状態を図６に示すが、バファリン
グは、要求されたＬＢＡ「Ｎ」、ＬＢＡ「Ｎ＋１」だけ
でなく、それに続くセクターについても、例えばセグメ
ントＳＧ２が一杯になるＬＢＡ「Ｎ＋３」まで行われて
いく。ディスク９０上でみれば、図３におけるアクセス
ＡＣ及び読出動作ＲＤ２が行われたことになる。
【００６９】このセグメントＳＧ２の状態は、先頭アド
レスＬＢＡｍ２＝Ｎ、ポインタＰＬＢＡｍ２＝４、有効
セクター数ＶＳＮ２＝４、転送済セクター数ＴＳＮ２＝
０として管理される。なお、セグメントＳＧ２が一杯に
なるまでのバファリングが完了する前に次のデータ転送
要求があった場合は、バファリングが中断されることも
ある。
レスＬＢＡｍ２＝Ｎ、ポインタＰＬＢＡｍ２＝４、有効
セクター数ＶＳＮ２＝４、転送済セクター数ＴＳＮ２＝
０として管理される。なお、セグメントＳＧ２が一杯に
なるまでのバファリングが完了する前に次のデータ転送
要求があった場合は、バファリングが中断されることも
ある。
【００７０】バファリングされたデータのうち、要求さ
れたＬＢＡ「Ｎ」、ＬＢＡ「Ｎ＋１」のデータは、ホス
トコンピュータに転送される。
れたＬＢＡ「Ｎ」、ＬＢＡ「Ｎ＋１」のデータは、ホス
トコンピュータに転送される。
【００７１】次に上記としての要求スタートアドレス
ｒｑＬＢＡ＝Ｎ＋２、要求データ長ｒｑＬＧ＝３のデー
タ転送要求が発生したとする。この場合、図６の格納状
態からわかるように要求されたデータがのうちＬＢＡ
「Ｎ＋２」、ＬＢＡ「Ｎ＋３」は、セグメントＳＧ２に
おいてキャッシュヒットする。また前回の転送もセグメ
ントＳＧ２内のデータであったため処理はステップＦ１
０５に進むことになり、シーケンシャルリードと判断す
ることになる。従って図７に示すように、ＬＢＡ「Ｎ＋
２」、ＬＢＡ「Ｎ＋３」についてはキャッシュヒット転
送を行うとともに、まだ読み込んでないＬＢＡ「Ｎ＋
４」をディスク９０から読出、バファリングを行う。こ
のとき、キャッシュメモリ２０は１つのリングメモリと
して用いられることになり、セグメントＳＧ１が無効化
され、ＬＢＡ「Ｎ＋４」はエリア＃０にバファリングさ
れる。そしてバファリングされたＬＢＡ「Ｎ＋４」はホ
ストコンピュータに転送される。このときの状態は、先
頭アドレスＬＢＡｍ２＝Ｎ＋２、ポインタＰＬＢＡｍ２
＝６、有効セクター数ＶＳＮ２＝３、転送済セクター数
ＴＳＮ２＝２として管理される。セグメントＳＧ１は無
効化されることで、先頭アドレスＬＢＡｍ１、ポインタ
ＰＬＢＡｍ１、有効セクター数ＶＳＮ１、転送済セクタ
ー数ＴＳＮ１は、それぞれセグメントＳＧ２の各パラメ
ータと同値とされる。
ｒｑＬＢＡ＝Ｎ＋２、要求データ長ｒｑＬＧ＝３のデー
タ転送要求が発生したとする。この場合、図６の格納状
態からわかるように要求されたデータがのうちＬＢＡ
「Ｎ＋２」、ＬＢＡ「Ｎ＋３」は、セグメントＳＧ２に
おいてキャッシュヒットする。また前回の転送もセグメ
ントＳＧ２内のデータであったため処理はステップＦ１
０５に進むことになり、シーケンシャルリードと判断す
ることになる。従って図７に示すように、ＬＢＡ「Ｎ＋
２」、ＬＢＡ「Ｎ＋３」についてはキャッシュヒット転
送を行うとともに、まだ読み込んでないＬＢＡ「Ｎ＋
４」をディスク９０から読出、バファリングを行う。こ
のとき、キャッシュメモリ２０は１つのリングメモリと
して用いられることになり、セグメントＳＧ１が無効化
され、ＬＢＡ「Ｎ＋４」はエリア＃０にバファリングさ
れる。そしてバファリングされたＬＢＡ「Ｎ＋４」はホ
ストコンピュータに転送される。このときの状態は、先
頭アドレスＬＢＡｍ２＝Ｎ＋２、ポインタＰＬＢＡｍ２
＝６、有効セクター数ＶＳＮ２＝３、転送済セクター数
ＴＳＮ２＝２として管理される。セグメントＳＧ１は無
効化されることで、先頭アドレスＬＢＡｍ１、ポインタ
ＰＬＢＡｍ１、有効セクター数ＶＳＮ１、転送済セクタ
ー数ＴＳＮ１は、それぞれセグメントＳＧ２の各パラメ
ータと同値とされる。
【００７２】このとき、ＬＢＡ「Ｎ＋４」以降も、その
後のシーケンシャルリードに備えて引き続きバファリン
グされていく。ディスク９０上でみれば、図３における
読出動作ＲＤ３が行われたことになる。例えば図８のよ
うにＬＢＡ「Ｎ＋７」までがバファリングされる。バフ
ァリングが進行するに従って有効セクター数ＶＳＮは更
新されるため、図８の状態で有効セクター数ＶＳＮ２＝
６となる。
後のシーケンシャルリードに備えて引き続きバファリン
グされていく。ディスク９０上でみれば、図３における
読出動作ＲＤ３が行われたことになる。例えば図８のよ
うにＬＢＡ「Ｎ＋７」までがバファリングされる。バフ
ァリングが進行するに従って有効セクター数ＶＳＮは更
新されるため、図８の状態で有効セクター数ＶＳＮ２＝
６となる。
【００７３】次に上記としての、要求スタートアドレ
スｒｑＬＢＡ＝Ｎ＋９、要求データ長ｒｑＬＧ＝３のデ
ータ転送要求が発生したとする。この場合、図８の格納
状態からわかるように要求されたＬＢＡ「Ｎ＋９」、Ｌ
ＢＡ「Ｎ＋１０」、ＬＢＡ「Ｎ＋１１」は、キャッシュ
ヒットせず、シーケンシャルリードではないと判断され
る。実行される処理としては図２のステップＦ１１６と
なる。つまりそれまでのキャッシュデータの一部がパー
ジされて、セグメントＳＧ１としてエリア＃０〜＃３が
再度設定され、このセグメントＳＧ１にバファリングさ
れていく。この状態を図９に示すが、バファリングは、
要求されたＬＢＡ「Ｎ＋９」、ＬＢＡ「Ｎ＋１０」、Ｌ
ＢＡ「Ｎ＋１１」だけでなく、それに続くセクターにつ
いても、例えばセグメントＳＧ１が一杯になるＬＢＡ
「Ｎ＋１２」まで行われていく。ディスク９０上でみれ
ば、図３における読出動作ＲＤ４が行われたことにな
る。
スｒｑＬＢＡ＝Ｎ＋９、要求データ長ｒｑＬＧ＝３のデ
ータ転送要求が発生したとする。この場合、図８の格納
状態からわかるように要求されたＬＢＡ「Ｎ＋９」、Ｌ
ＢＡ「Ｎ＋１０」、ＬＢＡ「Ｎ＋１１」は、キャッシュ
ヒットせず、シーケンシャルリードではないと判断され
る。実行される処理としては図２のステップＦ１１６と
なる。つまりそれまでのキャッシュデータの一部がパー
ジされて、セグメントＳＧ１としてエリア＃０〜＃３が
再度設定され、このセグメントＳＧ１にバファリングさ
れていく。この状態を図９に示すが、バファリングは、
要求されたＬＢＡ「Ｎ＋９」、ＬＢＡ「Ｎ＋１０」、Ｌ
ＢＡ「Ｎ＋１１」だけでなく、それに続くセクターにつ
いても、例えばセグメントＳＧ１が一杯になるＬＢＡ
「Ｎ＋１２」まで行われていく。ディスク９０上でみれ
ば、図３における読出動作ＲＤ４が行われたことにな
る。
【００７４】この状態は、先頭アドレスＬＢＡｍ１＝Ｎ
＋９、ポインタＰＬＢＡｍ１＝０、有効セクター数ＶＳ
Ｎ１＝４、転送済セクター数ＴＳＮ１＝０として管理さ
れる。またこのときセグメントＳＧ２については、先頭
アドレスＬＢＡｍ２＝Ｎ＋２、ポインタＰＬＢＡｍ２＝
６、有効セクター数ＶＳＮ２＝２、転送済セクター数Ｔ
ＳＮ２＝２として管理される図９のようにバファリング
されたデータのうち、要求されたＬＢＡ「Ｎ＋９」、Ｌ
ＢＡ「Ｎ＋１０」、ＬＢＡ「Ｎ＋１１」のデータは、ホ
ストコンピュータに転送される。
＋９、ポインタＰＬＢＡｍ１＝０、有効セクター数ＶＳ
Ｎ１＝４、転送済セクター数ＴＳＮ１＝０として管理さ
れる。またこのときセグメントＳＧ２については、先頭
アドレスＬＢＡｍ２＝Ｎ＋２、ポインタＰＬＢＡｍ２＝
６、有効セクター数ＶＳＮ２＝２、転送済セクター数Ｔ
ＳＮ２＝２として管理される図９のようにバファリング
されたデータのうち、要求されたＬＢＡ「Ｎ＋９」、Ｌ
ＢＡ「Ｎ＋１０」、ＬＢＡ「Ｎ＋１１」のデータは、ホ
ストコンピュータに転送される。
【００７５】さらに図３には示していないが、上記と
して、要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｍ、要求デー
タ長ｒｑＬＧ＝３のデータ転送要求が発生したとする。
この場合、図９の格納状態からわかるように要求された
ＬＢＡ「Ｍ」、ＬＢＡ「Ｍ＋１」、ＬＢＡ「Ｍ＋２」
は、キャッシュヒットせず、処理は図２のステップＦ１
１７に進む。そしてセグメントＳＧ２としてのエリア＃
４〜＃７にバファリングされていく。この状態を図１０
に示すが、バファリングは、要求されたＬＢＡ「Ｍ」、
ＬＢＡ「Ｍ＋１」、ＬＢＡ「Ｍ＋２」だけでなく、それ
に続くセクターについても、例えばセグメントＳＧ２が
一杯になるＬＢＡ「Ｍ＋３」まで行われる。このセグメ
ントＳＧ２の状態は、先頭アドレスＬＢＡｍ２＝Ｍ、ポ
インタＰＬＢＡｍ２＝４、有効セクター数ＶＳＮ２＝
４、転送済セクター数ＴＳＮ２＝０として管理される。
バファリングされたデータのうち、要求されたＬＢＡ
「Ｍ」、ＬＢＡ「Ｍ＋１」、ＬＢＡ「Ｍ＋２」のデータ
は、ホストコンピュータに転送される。
して、要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｍ、要求デー
タ長ｒｑＬＧ＝３のデータ転送要求が発生したとする。
この場合、図９の格納状態からわかるように要求された
ＬＢＡ「Ｍ」、ＬＢＡ「Ｍ＋１」、ＬＢＡ「Ｍ＋２」
は、キャッシュヒットせず、処理は図２のステップＦ１
１７に進む。そしてセグメントＳＧ２としてのエリア＃
４〜＃７にバファリングされていく。この状態を図１０
に示すが、バファリングは、要求されたＬＢＡ「Ｍ」、
ＬＢＡ「Ｍ＋１」、ＬＢＡ「Ｍ＋２」だけでなく、それ
に続くセクターについても、例えばセグメントＳＧ２が
一杯になるＬＢＡ「Ｍ＋３」まで行われる。このセグメ
ントＳＧ２の状態は、先頭アドレスＬＢＡｍ２＝Ｍ、ポ
インタＰＬＢＡｍ２＝４、有効セクター数ＶＳＮ２＝
４、転送済セクター数ＴＳＮ２＝０として管理される。
バファリングされたデータのうち、要求されたＬＢＡ
「Ｍ」、ＬＢＡ「Ｍ＋１」、ＬＢＡ「Ｍ＋２」のデータ
は、ホストコンピュータに転送される。
【００７６】順次発生するデータ転送要求に対して、本
例では以上の例のように、そのときのデータ転送要求の
態様に応じてキャッシュメモリ２０へのバファリング方
式が変更される。そしてこれにより、キャッシュヒット
転送できる可能性を高くしているものである。
例では以上の例のように、そのときのデータ転送要求の
態様に応じてキャッシュメモリ２０へのバファリング方
式が変更される。そしてこれにより、キャッシュヒット
転送できる可能性を高くしているものである。
【００７７】次に、このような本例の動作が最も効果的
となる具体例の１つを説明する。例えば図１１に（ｉ）
〜(Viii)として示すように、２つの地点のセクターを順
次交互に要求するような、２ポイントリードとなる８回
のデータ転送要求が発生した場合を考える。
となる具体例の１つを説明する。例えば図１１に（ｉ）
〜(Viii)として示すように、２つの地点のセクターを順
次交互に要求するような、２ポイントリードとなる８回
のデータ転送要求が発生した場合を考える。
【００７８】図１１は本例との比較のために従来のバフ
ァリング方式（図２２〜図２５で説明したバファリング
方式）を行った際に必要となるディスク９０でのデータ
アクセス動作を示している。この場合、キャッシュヒッ
トしなかった場合は、その都度キャッシュメモリをパー
ジして行くことになるため、（ｉ）〜(Viii)のような２
ポイントリードに関しては、全くキャッシュヒット転送
ができず、従って図示するように、全てのデータ転送要
求に対応して破線矢印のアクセス動作と実線矢印の読出
動作が必要となってしまう。即ち、キャッシュメモリで
の先読み動作がアクセスタイムの短縮化に寄与できない
ものとなっている。
ァリング方式（図２２〜図２５で説明したバファリング
方式）を行った際に必要となるディスク９０でのデータ
アクセス動作を示している。この場合、キャッシュヒッ
トしなかった場合は、その都度キャッシュメモリをパー
ジして行くことになるため、（ｉ）〜(Viii)のような２
ポイントリードに関しては、全くキャッシュヒット転送
ができず、従って図示するように、全てのデータ転送要
求に対応して破線矢印のアクセス動作と実線矢印の読出
動作が必要となってしまう。即ち、キャッシュメモリで
の先読み動作がアクセスタイムの短縮化に寄与できない
ものとなっている。
【００７９】一方、本例では同様の（ｉ）〜(Viii)の２
ポイントリードがあった場合には、図１２に示すよう
に、読出動作ＲＤ１１〜ＲＤ１４及びアクセス動作ＡＣ
１１〜ＡＣ１４を行えばよく、図１１と比較して、ディ
スク９０に対するアクセスが非常に効率化されることが
わかる。この図１２のような効率的なアクセスを実現す
るためのバファリング動作を図１３〜図２０で説明す
る。
ポイントリードがあった場合には、図１２に示すよう
に、読出動作ＲＤ１１〜ＲＤ１４及びアクセス動作ＡＣ
１１〜ＡＣ１４を行えばよく、図１１と比較して、ディ
スク９０に対するアクセスが非常に効率化されることが
わかる。この図１２のような効率的なアクセスを実現す
るためのバファリング動作を図１３〜図２０で説明す
る。
【００８０】まず図４で述べたような初期状態から、上
記（ｉ）の、要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｍ、要
求データ長ｒｑＬＧ＝１のデータ転送要求が発生したと
する。この場合、当然ながらキャッシュヒットせず、図
２のステップＦ１１６の処理が行われることになり、セ
グメントＳＧ１としてエリア＃０〜＃３が設定され、図
１３のようにＬＢＡ「Ｍ」以降が、セグメントＳＧ１に
バファリングされていく。ディスク９０上では図１２の
アクセスＡＣ１１及び読出動作ＲＤ１１が行われたこと
になる。バファリングされたデータのうち、要求された
ＬＢＡ「Ｍ」のデータは、ホストコンピュータに転送さ
れる。
記（ｉ）の、要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｍ、要
求データ長ｒｑＬＧ＝１のデータ転送要求が発生したと
する。この場合、当然ながらキャッシュヒットせず、図
２のステップＦ１１６の処理が行われることになり、セ
グメントＳＧ１としてエリア＃０〜＃３が設定され、図
１３のようにＬＢＡ「Ｍ」以降が、セグメントＳＧ１に
バファリングされていく。ディスク９０上では図１２の
アクセスＡＣ１１及び読出動作ＲＤ１１が行われたこと
になる。バファリングされたデータのうち、要求された
ＬＢＡ「Ｍ」のデータは、ホストコンピュータに転送さ
れる。
【００８１】ここで、ＬＢＡ「Ｍ＋１」までのバファリ
ングが完了した時点で、図１２の(ii)の、次のデータ転
送要求があったとする。即ち要求スタートアドレスｒｑ
ＬＢＡ＝Ｎ、要求データ長ｒｑＬＧ＝１のデータ転送要
求である。この場合、図１３の格納状態からわかるよう
に要求されたＬＢＡ「Ｎ」は、キャッシュヒットせず、
処理は図２のステップＦ１１７に進む。つまり図１４に
示すようにセグメントＳＧ１でのバファリングは停止さ
れ、セグメントＳＧ２としてのエリア＃４〜＃７にＬＢ
Ａ「Ｎ」以降がバファリングされていく。バファリング
されたデータのうち、要求されたＬＢＡ「Ｎ」のデータ
は、ホストコンピュータに転送される。
ングが完了した時点で、図１２の(ii)の、次のデータ転
送要求があったとする。即ち要求スタートアドレスｒｑ
ＬＢＡ＝Ｎ、要求データ長ｒｑＬＧ＝１のデータ転送要
求である。この場合、図１３の格納状態からわかるよう
に要求されたＬＢＡ「Ｎ」は、キャッシュヒットせず、
処理は図２のステップＦ１１７に進む。つまり図１４に
示すようにセグメントＳＧ１でのバファリングは停止さ
れ、セグメントＳＧ２としてのエリア＃４〜＃７にＬＢ
Ａ「Ｎ」以降がバファリングされていく。バファリング
されたデータのうち、要求されたＬＢＡ「Ｎ」のデータ
は、ホストコンピュータに転送される。
【００８２】セグメントＳＧ２にＬＢＡ「Ｎ＋１」まで
がバファリングされた図１４の時点で、次に図１２の(i
ii) のデータ転送要求があったとする。即ち要求スター
トアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｍ＋１、要求データ長ｒｑＬＧ
＝１のデータ転送要求である。ところがこの場合、要求
されたデータＬＢＡ「Ｍ＋１」は、セグメントＳＧ１に
おいてキャッシュヒットされることになる。そこで、図
１５に示すように、ステップＦ１０６においてＬＢＡ
「Ｍ＋１」がキャッシュヒット転送される。また、図２
の説明では、フローチャート上では詳しく説明せず、但
し書きのみで述べたが、この場合キャッシュヒット転送
のみで転送が完了したため、上記(ii)の転送要求の際に
開始されたバファリングは中断されず、そのまま継続さ
れることになる。図２のフローチャート上でいえば、そ
の直前のステップＦ１１７でのバファリングが継続さ
れ、今回のステップＦ１０６の処理はキャッシュヒット
転送のみとなる。
がバファリングされた図１４の時点で、次に図１２の(i
ii) のデータ転送要求があったとする。即ち要求スター
トアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｍ＋１、要求データ長ｒｑＬＧ
＝１のデータ転送要求である。ところがこの場合、要求
されたデータＬＢＡ「Ｍ＋１」は、セグメントＳＧ１に
おいてキャッシュヒットされることになる。そこで、図
１５に示すように、ステップＦ１０６においてＬＢＡ
「Ｍ＋１」がキャッシュヒット転送される。また、図２
の説明では、フローチャート上では詳しく説明せず、但
し書きのみで述べたが、この場合キャッシュヒット転送
のみで転送が完了したため、上記(ii)の転送要求の際に
開始されたバファリングは中断されず、そのまま継続さ
れることになる。図２のフローチャート上でいえば、そ
の直前のステップＦ１１７でのバファリングが継続さ
れ、今回のステップＦ１０６の処理はキャッシュヒット
転送のみとなる。
【００８３】従って図１５に示すように、ＬＢＡ「Ｍ＋
１」がキャッシュヒット転送された後も、セグメントＳ
Ｇ２においてＬＢＡ「Ｎ＋２」以降のバファリングが行
われている。
１」がキャッシュヒット転送された後も、セグメントＳ
Ｇ２においてＬＢＡ「Ｎ＋２」以降のバファリングが行
われている。
【００８４】続いて、図１２の(iV)のデータ転送要求が
あったとする。即ち要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝
Ｎ＋１、要求データ長ｒｑＬＧ＝１のデータ転送要求で
ある。この場合、要求されたデータＬＢＡ「Ｎ＋１」
は、セグメントＳＧ２においてキャッシュヒットされる
ことになる。そこで、図２のステップＦ１１０の処理に
おいて図１６に示すようにＬＢＡ「Ｎ＋１」がキャッシ
ュヒット転送される。また、この場合もキャッシュヒッ
ト転送のみで転送が完了したため、上記(ii)の転送要求
の際に開始されたバファリングは中断されず、そのまま
継続される。
あったとする。即ち要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ＝
Ｎ＋１、要求データ長ｒｑＬＧ＝１のデータ転送要求で
ある。この場合、要求されたデータＬＢＡ「Ｎ＋１」
は、セグメントＳＧ２においてキャッシュヒットされる
ことになる。そこで、図２のステップＦ１１０の処理に
おいて図１６に示すようにＬＢＡ「Ｎ＋１」がキャッシ
ュヒット転送される。また、この場合もキャッシュヒッ
ト転送のみで転送が完了したため、上記(ii)の転送要求
の際に開始されたバファリングは中断されず、そのまま
継続される。
【００８５】続いて、セグメントＳＧ２にＬＢＡ「Ｎ＋
２」までがバファリングが完了された時点で、図１２の
（Ｖ）のデータ転送要求があったとする。即ち要求スタ
ートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｍ＋２、要求データ長ｒｑＬ
Ｇ＝１のデータ転送要求である。この場合、要求された
データＬＢＡ「Ｍ＋２」は、キャッシュヒットしない。
従って処理はステップＦ１１６に進み、図１７に示され
るようにこの時点でセグメントＳＧ２でのバファリング
が停止されるとともに、セグメントＳＧ１に対してＬＢ
Ａ「Ｍ＋２」以降がバファリングされていく。ディスク
９０上でみれば図１２の読出動作ＲＤ１２として続けら
れてきたバファリングが停止され、アクセスＡＣ１３及
び読出動作ＲＤ１３により、セグメントＳＧ１へのバフ
ァリングが開始されることになる。バファリングされた
データのうち、要求されたＬＢＡ「Ｍ＋２」のデータ
は、ホストコンピュータに転送される。
２」までがバファリングが完了された時点で、図１２の
（Ｖ）のデータ転送要求があったとする。即ち要求スタ
ートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｍ＋２、要求データ長ｒｑＬ
Ｇ＝１のデータ転送要求である。この場合、要求された
データＬＢＡ「Ｍ＋２」は、キャッシュヒットしない。
従って処理はステップＦ１１６に進み、図１７に示され
るようにこの時点でセグメントＳＧ２でのバファリング
が停止されるとともに、セグメントＳＧ１に対してＬＢ
Ａ「Ｍ＋２」以降がバファリングされていく。ディスク
９０上でみれば図１２の読出動作ＲＤ１２として続けら
れてきたバファリングが停止され、アクセスＡＣ１３及
び読出動作ＲＤ１３により、セグメントＳＧ１へのバフ
ァリングが開始されることになる。バファリングされた
データのうち、要求されたＬＢＡ「Ｍ＋２」のデータ
は、ホストコンピュータに転送される。
【００８６】セグメントＳＧ１へのにバファリングが行
われている図１７の時点で、次に図１２の(vi)のデータ
転送要求があったとする。即ち要求スタートアドレスｒ
ｑＬＢＡ＝Ｎ＋２、要求データ長ｒｑＬＧ＝１のデータ
転送要求である。この場合、要求されたデータＬＢＡ
「Ｎ＋２」は、セグメントＳＧ２においてキャッシュヒ
ットされることになる。そこで、図２のステップＦ１１
０の処理で、図１８に示すようにＬＢＡ「Ｎ＋２」がキ
ャッシュヒット転送される。この場合キャッシュヒット
転送のみで転送が完了したため、上記( Ｖ) の転送要求
の際に開始されたセグメントＳＧ１へのバファリングは
中断されず、そのまま継続される。従って図１８に示す
ように、ＬＢＡ「Ｎ＋２」がキャッシュヒット転送され
た後も、セグメントＳＧ１においてＬＢＡ「Ｍ＋３」以
降のバファリングが行われている。
われている図１７の時点で、次に図１２の(vi)のデータ
転送要求があったとする。即ち要求スタートアドレスｒ
ｑＬＢＡ＝Ｎ＋２、要求データ長ｒｑＬＧ＝１のデータ
転送要求である。この場合、要求されたデータＬＢＡ
「Ｎ＋２」は、セグメントＳＧ２においてキャッシュヒ
ットされることになる。そこで、図２のステップＦ１１
０の処理で、図１８に示すようにＬＢＡ「Ｎ＋２」がキ
ャッシュヒット転送される。この場合キャッシュヒット
転送のみで転送が完了したため、上記( Ｖ) の転送要求
の際に開始されたセグメントＳＧ１へのバファリングは
中断されず、そのまま継続される。従って図１８に示す
ように、ＬＢＡ「Ｎ＋２」がキャッシュヒット転送され
た後も、セグメントＳＧ１においてＬＢＡ「Ｍ＋３」以
降のバファリングが行われている。
【００８７】続いて、図１２の(Vii) のデータ転送要求
があったとする。即ち要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ
＝Ｍ＋３、要求データ長ｒｑＬＧ＝１のデータ転送要求
である。この場合、要求されたデータＬＢＡ「Ｍ＋３」
は、セグメントＳＧ１においてキャッシュヒットされる
ことになる。そこで、図２のステップＦ１０６の処理に
おいて図１９に示すようにＬＢＡ「Ｍ＋３」がキャッシ
ュヒット転送される。また、この場合もキャッシュヒッ
ト転送のみで転送が完了したため、上記( Ｖ) の転送要
求の際に開始されたセグメントＳＧ１へのバファリング
は中断されず、そのまま継続される。
があったとする。即ち要求スタートアドレスｒｑＬＢＡ
＝Ｍ＋３、要求データ長ｒｑＬＧ＝１のデータ転送要求
である。この場合、要求されたデータＬＢＡ「Ｍ＋３」
は、セグメントＳＧ１においてキャッシュヒットされる
ことになる。そこで、図２のステップＦ１０６の処理に
おいて図１９に示すようにＬＢＡ「Ｍ＋３」がキャッシ
ュヒット転送される。また、この場合もキャッシュヒッ
ト転送のみで転送が完了したため、上記( Ｖ) の転送要
求の際に開始されたセグメントＳＧ１へのバファリング
は中断されず、そのまま継続される。
【００８８】セグメントＳＧ１にＬＢＡ「Ｎ＋４」まで
がバファリングが完了された時点で、図１２の（Viii）
のデータ転送要求があったとする。即ち要求スタートア
ドレスｒｑＬＢＡ＝Ｎ＋３、要求データ長ｒｑＬＧ＝１
のデータ転送要求である。この場合、要求されたデータ
ＬＢＡ「Ｎ＋３」は、キャッシュヒットしない。従って
処理はステップＦ１１７に進み、図２０に示されるよう
にこの時点でセグメントＳＧ１でのバファリングが停止
されるとともに、セグメントＳＧ２に対してＬＢＡ「Ｎ
＋３」以降がバファリングされていく。ディスク９０上
でみれば図１２の読出動作ＲＤ１３として続けられてき
たバファリングが停止され、アクセスＡＣ１４及び読出
動作ＲＤ１４により、セグメントＳＧ２へのバファリン
グが開始されることになる。バファリングされたデータ
のうち、要求されたＬＢＡ「Ｎ＋３」のデータは、ホス
トコンピュータに転送される。
がバファリングが完了された時点で、図１２の（Viii）
のデータ転送要求があったとする。即ち要求スタートア
ドレスｒｑＬＢＡ＝Ｎ＋３、要求データ長ｒｑＬＧ＝１
のデータ転送要求である。この場合、要求されたデータ
ＬＢＡ「Ｎ＋３」は、キャッシュヒットしない。従って
処理はステップＦ１１７に進み、図２０に示されるよう
にこの時点でセグメントＳＧ１でのバファリングが停止
されるとともに、セグメントＳＧ２に対してＬＢＡ「Ｎ
＋３」以降がバファリングされていく。ディスク９０上
でみれば図１２の読出動作ＲＤ１３として続けられてき
たバファリングが停止され、アクセスＡＣ１４及び読出
動作ＲＤ１４により、セグメントＳＧ２へのバファリン
グが開始されることになる。バファリングされたデータ
のうち、要求されたＬＢＡ「Ｎ＋３」のデータは、ホス
トコンピュータに転送される。
【００８９】以上の動作例からわかるように本例では、
２ポイントリードの場合はセグメントバッファとして用
いられるキャッシュメモリ２０が非常に効果的に利用さ
れて、キャッシュヒット転送できる機会が多くなってい
る。つまり本例では、キャッシュメモリ２０を有効利用
したアクセスタイムの短縮化が、データ転送要求が２ポ
イントリードであっても効果的に実現されることにな
る。
２ポイントリードの場合はセグメントバッファとして用
いられるキャッシュメモリ２０が非常に効果的に利用さ
れて、キャッシュヒット転送できる機会が多くなってい
る。つまり本例では、キャッシュメモリ２０を有効利用
したアクセスタイムの短縮化が、データ転送要求が２ポ
イントリードであっても効果的に実現されることにな
る。
【００９０】次に、ランダムリードと判断され、図１２
のステップＦ１１３に進む場合のバファリング動作につ
いて図２１で説明する。上述したようにランダムリード
と判断された最初の時点では、それまでセグメントＳＧ
１、ＳＧ２としてバファリングされているデータ、もし
くはリングメモリ形態で用いられてバファリングされて
いるデータを、一旦全てパージする。そして、新たにキ
ャッシュメモリ２０の例えば最初のエリアから転送要求
されたデータにかかるバファリングを行っていくため、
例えばＬＢＡ「Ｘ」のデータ転送要求があったとする
と、図２１（ａ）のようにエリア＃０からＬＢＡ「Ｘ」
以降のバファリングを行うとともに、要求されたＬＢＡ
「Ｘ」のデータを転送する。
のステップＦ１１３に進む場合のバファリング動作につ
いて図２１で説明する。上述したようにランダムリード
と判断された最初の時点では、それまでセグメントＳＧ
１、ＳＧ２としてバファリングされているデータ、もし
くはリングメモリ形態で用いられてバファリングされて
いるデータを、一旦全てパージする。そして、新たにキ
ャッシュメモリ２０の例えば最初のエリアから転送要求
されたデータにかかるバファリングを行っていくため、
例えばＬＢＡ「Ｘ」のデータ転送要求があったとする
と、図２１（ａ）のようにエリア＃０からＬＢＡ「Ｘ」
以降のバファリングを行うとともに、要求されたＬＢＡ
「Ｘ」のデータを転送する。
【００９１】次のデータ転送要求がＬＢＡ「Ｎ＋５」で
あって、同じくランダムリードと判断され図１２のステ
ップＦ１１３に進んだ場合は、図２１（ｂ）のようにそ
の時点でキャッシュメモリ２０内に確保されているデー
タに続いて、異なるセグメントとして、ＬＢＡ「Ｎ＋
５」以降のバファリングを行うとともに、要求されたＬ
ＢＡ「Ｎ＋５」のデータを転送する。さらに次のデータ
転送要求がＬＢＡ「Ｙ」であって、同じくランダムリー
ドと判断され図１２のステップＦ１１３に進んだ場合
は、図２１（ｃ）のようにその時点でキャッシュメモリ
２０内に確保されているデータに続いて、さらに異なる
セグメントとして、ＬＢＡ「Ｙ」以降のバファリングを
行うとともに、要求されたＬＢＡ「Ｙ」のデータを転送
する。
あって、同じくランダムリードと判断され図１２のステ
ップＦ１１３に進んだ場合は、図２１（ｂ）のようにそ
の時点でキャッシュメモリ２０内に確保されているデー
タに続いて、異なるセグメントとして、ＬＢＡ「Ｎ＋
５」以降のバファリングを行うとともに、要求されたＬ
ＢＡ「Ｎ＋５」のデータを転送する。さらに次のデータ
転送要求がＬＢＡ「Ｙ」であって、同じくランダムリー
ドと判断され図１２のステップＦ１１３に進んだ場合
は、図２１（ｃ）のようにその時点でキャッシュメモリ
２０内に確保されているデータに続いて、さらに異なる
セグメントとして、ＬＢＡ「Ｙ」以降のバファリングを
行うとともに、要求されたＬＢＡ「Ｙ」のデータを転送
する。
【００９２】このように、各データ転送要求にかかるバ
ファリングデータ毎にセグメントを設定して、その過去
のバファリングデータを無効化しないようにする。つま
りランダムリードとしてのデータ転送要求が連続的に発
生する毎に、それまでのバファリングデータを保持した
まま、新たなバファリングデータを詰め込んでいく。こ
のようにバファリングを行うことで、過去にバファリン
グしたデータを最大限に生かすことができ、ランダムリ
ードであったとしてもキャッシュヒット転送できる可能
性を維持できることになる。そしてその結果キャッシュ
ヒット転送が実現される場合が発生することで、アクセ
スタイムの短縮化を実現できる。
ファリングデータ毎にセグメントを設定して、その過去
のバファリングデータを無効化しないようにする。つま
りランダムリードとしてのデータ転送要求が連続的に発
生する毎に、それまでのバファリングデータを保持した
まま、新たなバファリングデータを詰め込んでいく。こ
のようにバファリングを行うことで、過去にバファリン
グしたデータを最大限に生かすことができ、ランダムリ
ードであったとしてもキャッシュヒット転送できる可能
性を維持できることになる。そしてその結果キャッシュ
ヒット転送が実現される場合が発生することで、アクセ
スタイムの短縮化を実現できる。
【００９３】以上実施の形態の例を説明してきたが、本
発明としては再生装置の構成やバファリング動作につい
て各種の変形例が考えられる。バファリング動作として
は、図２の処理例に限定されず、想定される要求態様に
応じて、キャッシュヒット転送回数を増やすことができ
るような効率的なバファリングが行われるようにすれば
よいものである。
発明としては再生装置の構成やバファリング動作につい
て各種の変形例が考えられる。バファリング動作として
は、図２の処理例に限定されず、想定される要求態様に
応じて、キャッシュヒット転送回数を増やすことができ
るような効率的なバファリングが行われるようにすれば
よいものである。
【００９４】
【発明の効果】以上説明したように本発明では、供給さ
れたデータ要求の要求態様を判断して、判断された要求
態様に基づいて、キャッシュメモリ手段へのデータ格納
動作方式（バファリング方式）を設定するため、要求形
態に応じたフレキシブルな対応により、キャッシュメモ
リ手段内のデータをできるだけ有効化することができ
る。特に、データ要求態様がシーケンシャルなデータ要
求でないと判断した場合は、キャッシュメモリ手段で複
数のメモリ領域を分割設定して、或るメモリ領域に対し
てデータ格納動作を行なうようにする。つまり、連続し
たデータの読出でなくとも、ぞれまでのキャッシュメモ
リ内を完全にパージせず、領域毎に確保しておく。これ
により２ポイントリードなどの場合に、さらに次のデー
タ転送要求時に確保しておいた（パージしなかった）領
域のデータを有効利用できる。つまりキャッシュヒット
転送できる。またランダムリードの場合でも、できるだ
け過去のバファリングデータを領域分割して確保してお
くことで、キャッシュヒット転送できる可能性を残して
おくことができる。一方、要求態様がシーケンシャルな
データ要求であると判断した場合は、キャッシュメモリ
手段を１つのリングメモリ形態としてデータ格納動作を
行なうようにすることで、キャッシュメモリ手段の容量
を有効利用し、キャッシュヒット転送の確率を高めるこ
とができる。
れたデータ要求の要求態様を判断して、判断された要求
態様に基づいて、キャッシュメモリ手段へのデータ格納
動作方式（バファリング方式）を設定するため、要求形
態に応じたフレキシブルな対応により、キャッシュメモ
リ手段内のデータをできるだけ有効化することができ
る。特に、データ要求態様がシーケンシャルなデータ要
求でないと判断した場合は、キャッシュメモリ手段で複
数のメモリ領域を分割設定して、或るメモリ領域に対し
てデータ格納動作を行なうようにする。つまり、連続し
たデータの読出でなくとも、ぞれまでのキャッシュメモ
リ内を完全にパージせず、領域毎に確保しておく。これ
により２ポイントリードなどの場合に、さらに次のデー
タ転送要求時に確保しておいた（パージしなかった）領
域のデータを有効利用できる。つまりキャッシュヒット
転送できる。またランダムリードの場合でも、できるだ
け過去のバファリングデータを領域分割して確保してお
くことで、キャッシュヒット転送できる可能性を残して
おくことができる。一方、要求態様がシーケンシャルな
データ要求であると判断した場合は、キャッシュメモリ
手段を１つのリングメモリ形態としてデータ格納動作を
行なうようにすることで、キャッシュメモリ手段の容量
を有効利用し、キャッシュヒット転送の確率を高めるこ
とができる。
【００９５】また、２ポイントリードとランダムリード
の判別に応じて、キャッシュメモリ手段へのデータ格納
動作方式を切り換えることで、それぞれの態様に応じた
最適なキャッシュメモリ手段の使用状態を実現できる。
例えば２ポイントリードであれば、キャッシュメモリ手
段を２つのメモリ領域に分割しておくことで、２ポイン
トリードの際にキャッシュヒット転送できる確率が高く
なり、またランダムリードの場合はメモリ領域の分割数
を増やしていくことで、キャッシュヒット転送の確率を
高めることができる。
の判別に応じて、キャッシュメモリ手段へのデータ格納
動作方式を切り換えることで、それぞれの態様に応じた
最適なキャッシュメモリ手段の使用状態を実現できる。
例えば２ポイントリードであれば、キャッシュメモリ手
段を２つのメモリ領域に分割しておくことで、２ポイン
トリードの際にキャッシュヒット転送できる確率が高く
なり、またランダムリードの場合はメモリ領域の分割数
を増やしていくことで、キャッシュヒット転送の確率を
高めることができる。
【００９６】そして以上のように、各種のデータ要求態
様においてキャッシュメモリ手段へのバファリング方式
を設定し、それぞれキャッシュヒット転送できる確率を
高くすることで、データ転送要求時のディスク等の記録
媒体へのアクセス回数を効果的に削減し、平均的なアク
セスタイムを短縮できるという効果がある。さらに、こ
のような処理の実現にはいわゆる再生装置のファームウ
エアを工夫すればよく、ハードウエア構成を変える必要
がないという利点もある。
様においてキャッシュメモリ手段へのバファリング方式
を設定し、それぞれキャッシュヒット転送できる確率を
高くすることで、データ転送要求時のディスク等の記録
媒体へのアクセス回数を効果的に削減し、平均的なアク
セスタイムを短縮できるという効果がある。さらに、こ
のような処理の実現にはいわゆる再生装置のファームウ
エアを工夫すればよく、ハードウエア構成を変える必要
がないという利点もある。
【図１】本発明の実施の形態の再生装置のブロック図で
ある。
ある。
【図２】実施の形態のリードコマンド発生時のリード方
式判別処理のフローチャートである。
式判別処理のフローチャートである。
【図３】実施の形態の読出動作例の説明図である。
【図４】実施の形態の初期状態のキャッシュメモリの説
明図である。
明図である。
【図５】実施の形態のバファリング動作の説明図であ
る。
る。
【図６】実施の形態のバファリング動作の説明図であ
る。
る。
【図７】実施の形態のバファリング動作の説明図であ
る。
る。
【図８】実施の形態のバファリング動作の説明図であ
る。
る。
【図９】実施の形態のバファリング動作の説明図であ
る。
る。
【図１０】実施の形態のバファリング動作の説明図であ
る。
る。
【図１１】２ポイントリード時の非効率的な読出動作例
の説明図である。
の説明図である。
【図１２】実施の形態の２ポイントリード時の読出動作
の説明図である。
の説明図である。
【図１３】実施の形態の２ポイントリード時のバファリ
ング動作の説明図である。
ング動作の説明図である。
【図１４】実施の形態の２ポイントリード時のバファリ
ング動作の説明図である。
ング動作の説明図である。
【図１５】実施の形態の２ポイントリード時のバファリ
ング動作の説明図である。
ング動作の説明図である。
【図１６】実施の形態の２ポイントリード時のバファリ
ング動作の説明図である。
ング動作の説明図である。
【図１７】実施の形態の２ポイントリード時のバファリ
ング動作の説明図である。
ング動作の説明図である。
【図１８】実施の形態の２ポイントリード時のバファリ
ング動作の説明図である。
ング動作の説明図である。
【図１９】実施の形態の２ポイントリード時のバファリ
ング動作の説明図である。
ング動作の説明図である。
【図２０】実施の形態の２ポイントリード時のバファリ
ング動作の説明図である。
ング動作の説明図である。
【図２１】実施の形態のランダムリード時のバファリン
グ動作の説明図である。
グ動作の説明図である。
【図２２】従来のバファリング動作の説明図である。
【図２３】従来のバファリング動作の説明図である。
【図２４】従来のバファリング動作の説明図である。
【図２５】従来のバファリング動作の説明図である。
１ ピックアップ、２ 対物レンズ、３ 二軸機構、４
レーザダイオード、５ フォトディテクタ、６ スピ
ンドルモータ、８ スレッド機構、９ ＲＦアンプ、１
０ システムコントローラ、１３ インターフェース
部、１４ サーボプロセッサ、２０ キャッシュメモ
リ、９０ ディスク、
レーザダイオード、５ フォトディテクタ、６ スピ
ンドルモータ、８ スレッド機構、９ ＲＦアンプ、１
０ システムコントローラ、１３ インターフェース
部、１４ サーボプロセッサ、２０ キャッシュメモ
リ、９０ ディスク、
Claims (4)
- 【請求項１】 記録媒体からデータを読み出すことので
きる読出手段と、 前記読出手段により読み出したデータを格納するキャッ
シュメモリ手段と、 データ要求に応じて前記読出手段及び／又は前記キャッ
シュメモリ手段の動作を制御して、要求されたデータの
前記キャッシュメモリ手段からの転送出力を実行させる
再生制御手段とを備え、 前記再生制御手段は、供給された前記データ要求の要求
態様を判断して、判断された要求態様に基づいて、前記
キャッシュメモリ手段へのデータ格納動作方式を設定す
ることを特徴とする再生装置。 - 【請求項２】 前記再生制御手段は、前記要求態様がシ
ーケンシャルなデータ要求でないと判断した場合は、前
記キャッシュメモリ手段で複数のメモリ領域を分割設定
して、或るメモリ領域に対してデータ格納動作を行なう
ようにし、一方、前記要求態様がシーケンシャルなデー
タ要求であると判断した場合は、前記キャッシュメモリ
手段を１つのリングメモリ形態としてデータ格納動作を
行なうようにすることを特徴とする請求項１に記載の再
生装置。 - 【請求項３】 前記再生制御手段は、前記要求態様がシ
ーケンシャルなデータ要求でないと判断する場合におい
て、その要求態様が２地点交互となるデータ要求か、ラ
ンダムなデータ要求かを判別し、その判別結果に応じて
前記キャッシュメモリ手段へのデータ格納動作方式を切
り換えることを特徴とする請求項２に記載の再生装置。 - 【請求項４】 供給されたデータ要求の要求態様がシー
ケンシャルなデータ要求であるか否かを判別し、 シーケンシャルなデータ要求と判別した場合は、キャッ
シュメモリを１つのリングメモリ形態としてデータ格納
動作を行ない、一方、シーケンシャルなデータ要求では
ないと判別した場合は、キャッシュメモリを複数のメモ
リ領域を分割設定して、或るメモリ領域に対してデータ
格納動作を行なうようにすることを特徴とするキャッシ
ュ処理方法。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9304034A JPH11143643A (ja) | 1997-11-06 | 1997-11-06 | 再生装置、及びキャッシュ処理方法 |
| US09/184,822 US6279076B1 (en) | 1997-11-06 | 1998-11-02 | Reproducing apparatus and caching method |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9304034A JPH11143643A (ja) | 1997-11-06 | 1997-11-06 | 再生装置、及びキャッシュ処理方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH11143643A true JPH11143643A (ja) | 1999-05-28 |
Family
ID=17928270
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP9304034A Pending JPH11143643A (ja) | 1997-11-06 | 1997-11-06 | 再生装置、及びキャッシュ処理方法 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6279076B1 (ja) |
| JP (1) | JPH11143643A (ja) |
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-
1997
- 1997-11-06 JP JP9304034A patent/JPH11143643A/ja active Pending
-
1998
- 1998-11-02 US US09/184,822 patent/US6279076B1/en not_active Expired - Fee Related
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