JPH11143644A

JPH11143644A - 再生装置、及びキャッシュ処理方法

Info

Publication number: JPH11143644A
Application number: JP9308276A
Authority: JP
Inventors: Yukio Shishido; 由紀夫宍戸
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 1997-11-11
Filing date: 1997-11-11
Publication date: 1999-05-28

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】記録媒体上で物理的に連続したある区間
に記録されているべき連続的なデータを読み出してキャ
ッシュメモリ手段に格納する際に、その区間内の読み出
すべきデータの一部が交替領域に記録されている場合
は、当該区間におけるデータの読出及び格納（要求デー
タのバファリング及び後続データの先読みバファリン
グ）を実行させた後に、交替領域に記録されたデータの
読出及び格納を実行する。つまり、必ずしもデータ順序
通りにバファリングを行わず、通常のセクターデータを
読み出してから交替領域のセクターデータを読み出すよ
うにすることで、アクセス回数を最小限とする動作の効
率化を実現し、また先読みバファリングを有効化する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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８〜図１１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Ｌ
ＢＡ「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」〜Ｌ
ＢＡ「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８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ＬＢＡｍ、
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。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ＬＢＡ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ＰＬＢＡｍ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。

【０００９】図８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。

【００１０】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。

【００１１】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７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９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」〜ＬＢＡ「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。

【００１２】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１０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。

【００１３】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。

【００１４】図１０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１１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。

【００１５】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１１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。

【００１６】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。

【００１７】ところで、ディスクにおいては、例えば物
理的な傷等により正常なデータの記録再生を行うことが
できないような箇所を欠陥領域とし、それに対して代替
的な領域を確保することが行われる。例えばディスク上
には管理情報を記録する管理領域と、実際のデータを記
録するデータ領域と、上記代替的な領域として交替領域
が設定される。そしてディスクを使用する準備としての
ディスクフォーマット処理の一環として、ディスク上の
欠陥領域を検出する動作が行われ、欠陥領域が検出され
た場合は、その欠陥領域としてのセクターを交替領域に
交替セクターとして確保する。このような交替処理状況
については管理情報におけるディフェクトマネジメント
データによって管理され、ディスクの記録再生装置で
は、このディフェクトマネジメントデータを参照するこ
とで、データ領域内のどのセクターが交替処理され、し
かもその対応する交替セクターは交替領域内のどのセク
ターであるかが認識できるようにされている。従って、
記録再生装置では、或るセクターデータを記録又は再生
する際に、その領域が欠陥領域とされている場合は、対
応する交替セクターに記録再生することができる。

【００１８】例えば図１２ではディスク上のデータ領域
の一部と交替領域の一部を模式的に示しているが、この
例では、データ領域内のＬＢＡ「Ｎ＋１」、ＬＢＡ「Ｎ
＋７」に欠陥があり、これらのセクターに代替されるべ
き領域が交替セクターとして交替領域内に確保されてい
る様子を示している。

【００１９】このような交替処理が行われている場合
は、連続したデータがディスク上で物理的に離れた位置
に記録されている状態となる。ここで、上記した、シー
ケンシャルなデータ転送要求に対して有効なキャッシュ
メモリへのバファリングを考える。上記バファリング動
作は、図８から図１１の説明でわかるように、キャッシ
ュメモリには連続した有効なデータのみを先読みバファ
リングしていくため、連続して読み込むべきデータとし
ての一部のセクターが交替処理されていた場合は、有効
な先読みバファリングができなくなる。つまり、交替処
理されたセクターのデータを読み込む際には、その時点
で先読みバファリングを中止して、交替領域にアクセス
しなければならない。

【００２０】例えば図１２のような交替処理状況下にお
いて、ホストコンピュータからＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ
「Ｎ＋３」というデータが要求されたとする。ＬＢＡ
「Ｎ＋１」が交替処理されていない通常のセクターであ
れば、上述のようにＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋３」の
バファリング／転送及びＬＢＡ「Ｎ＋４」以降の先読み
バファリングが行われ、しかもその間ディスクアクセス
は必要ないことになるが、図１１のように交替処理され
ている場合、ＬＢＡ「Ｎ」の読込後において交替領域に
アクセスし、ＬＢＡ「Ｎ＋１」としてのデータ読込を行
う。さらに、ＬＢＡ「Ｎ＋２」にアクセスして読込を行
うというように、交替領域への往復のアクセス動作が必
要になる。また、このような離散的なデータをアクセス
することで、先読みバファリングはその都度中止され、
有効なバファリングができないことになる。このように
物理的に不連続な配置部分が多くなると、それだけディ
スクアクセスが頻繁になり、ホストコンピュータからの
要求に対する応答（データ転送）が遅れることになる。

【００２１】

【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、たとえ上記交替処理などにより物理的に不
連続なデータ読出が発生する場合でも、アクセス動作を
最小限に抑えるとともに、先読みバファリングも有効に
機能できるようにし、これによって見かけ上の平均アク
セスタイムを短縮する、即ちデータ転送要求の発生から
データ転送までを迅速に行うことができるようにするこ
とを目的とする。

【００２２】このため、記録媒体上に、データの記録再
生が行われる領域内で記録又は再生に適さないとされた
非適正領域（例えば傷などの欠陥領域）に対応して交替
領域が用意され、非適正領域に記録されるべきデータ
は、その非適正領域に対応して管理されている交替領域
に記録するようにされる記録媒体に対する再生装置にお
いて、再生制御手段は、記録媒体上で物理的に連続した
ある区間に記録されているべき連続的なデータを読み出
してキャッシュメモリ手段に格納する際に、その区間内
の読み出すべきデータの一部が交替領域に記録されてい
る場合は、当該区間におけるデータの読出及び格納を実
行させた後に、交替領域に記録されたデータの読出及び
格納を実行させるように、読出手段及びキャッシュメモ
リ手段の動作を制御する。つまり要求されたデータ区間
の一部が交替処理されていても、先に正常なセクターと
して読み出せることができる部分、つまり要求されたデ
ータセクターと先読みとしての或る程度のセクターにつ
いて読出／バファリングを行ってしまい、その後に交替
領域で必要なセクターのデータの読込及びバファリング
を行うことで、アクセス回数を最小限とするとともに、
先読みバファリングの効果を生かすようにする。

【００２３】また、再生制御手段は、データ要求にかか
る最初のデータセクターが交替領域に記録されている場
合は、交替領域に記録された当該最初のデータセクター
の読出及び格納が、他のデータセクターの読出及び格納
よりも先に実行されるように、制御を行う。つまり、デ
ータ要求にかかる最初のデータセクターは最も読出を優
先すべきデータであるので、この場合は交替領域からの
読出を優先する。

【００２４】また、再生制御手段は、上記したバファリ
ングを行う連続的なデータを、データ要求にかかるデー
タセクター及びそれに後続する所定量のデータセクター
とするときに、データ要求にかかる最後のデータセクタ
ーが交替領域に記録されている場合は、交替領域に記録
された当該最後のデータセクターの読出及び格納が、後
続する所定量のデータセクターの読出及び格納よりも先
に実行されるように制御する。つまり、データ要求にか
かる最後のデータセクターが交替処理されている場合
は、先読みバファリングよりもその最後のデータセクタ
ーの読出を優先させることで、迅速な転送出力を可能と
する。

【００２５】

【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、
ＣＤ−ＲＯＭなどのＣＤ方式のディスクや、ＤＶＤ（DI
GITAL VERSATILE 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。

【００２６】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。

【００２７】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。

【００２８】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。

【００２９】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に蓄積された状態をバ
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。

【００３０】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。

【００３１】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。

【００３２】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。

【００３３】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。

【００３４】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。

【００３５】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。

【００３６】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の開始位置をタ
ーゲットとするピックアップ１のアクセス動作を実行さ
せる。そしてアクセス終了後、データ読出を実行させ、
デコーダ１２、キャッシュメモリ２０に必要な処理を実
行させ、その再生データ（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。

【００３７】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。

【００３８】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先読みバファリング等を行うことに
なるが、本例では、特徴的な動作として、例えば或るセ
クターが交替処理されていることで、読出が物理的に不
連続となるような場合があっても、効率的なアクセスと
先読みバファリングの効果を維持できるようにする読出
／バファリング動作を行うものである。

【００３９】転送要求に応じた具体的な読出／バファリ
ング動作例は図３以降で説明して行くが、データ転送要
求発生時における読出／バファリング／転送のためのシ
ステムコントローラ１０の処理は図２のようになる。

【００４０】ホストコンピュータからのデータ転送要求
が発生した場合は、まずステップＦ１００で、その要求
にかかるデータの全部又は一部がキャッシュヒットして
いるか否かを判断する。つまりその時点で何らかのデー
タがキャッシュメモリ２０内にバファリングされている
のであれば、キャッシュヒットする可能性があるため、
これを確認する。そしてデータ転送要求にかかる全部又
は一部のデータがキャッシュヒットしていれば、ステッ
プＦ１０１でヒットしたデータをホストコンピュータに
対して転送する処理（ヒット転送）を行う。即ちディス
クアクセスを行うことなくデータ転送が可能となった場
合である。

【００４１】キャッシュヒットしなかった場合はステッ
プＦ１００からＦ１０３以降に進み、転送要求されたデ
ータのディスク９０からの読出／バファリング／転送を
行うことになる。また状況に応じて先読みバファリング
も行う。キャッシュヒットによりヒット転送が行われた
場合で、要求されたデータセクターの全ての転送が完了
した場合は、ステップＦ１０２からＦ１１０に進み、後
続セクターの先読バファリングを行うことになる。一方
ヒット転送できたデータセクターは要求されたデータセ
クターの一部であって、まだ転送しなければならないデ
ータセクターが残っている場合は、ステップＦ１０２か
らＦ１０３以降に進み、さらに転送すべきデータのディ
スク９０からの読出／バファリング／転送を行うことに
なる。また状況に応じて先読みバファリングも行う。

【００４２】このようにヒット転送ができなかった場
合、及び一部がヒット転送できなかった場合は、ステッ
プＦ１０３以降の処理においてディスク９０からの読出
／バファリング／転送を行うことになるが、ステップＦ
１０３，Ｆ１０４，Ｆ１０５では、転送のために読出が
必要なデータセクターにおける交替処理状況を確認し、
それに応じて動作を切り換えることになる。

【００４３】ステップＦ１０３では、転送のためにディ
スク９０から読出すべきセクターの中（一部を既にステ
ップＦ１０１でヒット転送している場合は、転送すべき
残りのセクターの中）に、交替処理されたセクターが存
在するか否かを確認する。なお、この処理例では、あく
まで転送のために読み出すべきデータセクターのうちで
交替処理されたセクターがあるか否かの判断であると
し、先読バファリングのために読み出す予定のセクター
（つまり転送要求されたうちの最終セクターに後続する
セクター）として交替処理されたセクターがあるとして
も、それは含まないものとする。

【００４４】転送のためにディスク９０から読出すべき
セクターの中に、交替処理されたセクターが存在しなけ
れば、ステップＦ１０９に進んで、転送に必要なセクタ
ーのディスク９０からの読出及びバファリングを行い、
バファリング後にホストコンピュータに対して転送する
ことになる。また、読出／バファリングは、転送要求さ
れた最終セクターまで行った後も、引き続き後続セクタ
ーに対して実行し、つまり先読みバファリングを行っ
て、次回の転送要求においてキャッシュヒットできる可
能性を高くする。このステップＦ１０９の場合は、転送
すべきデータが物理的にディスク９０上で連続して記録
されているため、通常の読出／バファリング動作とな
り、特に途中でアクセスが必要とはならない。

【００４５】ステップＦ１０３で、転送のためにディス
ク９０から読出すべきセクターの中に、交替処理された
セクターが存在すると判断されたら、ステップＦ１０４
で、その交替処理セクターは、転送のためにディスク９
０から読出すべきセクターのうちの先頭セクターである
か否かを判断する。先頭セクターでなければ、ステップ
Ｆ１０５において、交替処理セクターは、転送のために
ディスク９０から読出すべきセクターのうちの最終セク
ターであるか否かを判断する。

【００４６】そして先頭セクターでもなく、かつ最終セ
クターでもない場合、つまり転送のために読出すべきセ
クターの途中のセクターが交替処理されたセクターであ
った場合は、ステップＦ１０７の処理としてバファリン
グ等を行う。つまりこの場合、転送のために読出すべき
複数のセクターについては、それらを順番にバファリン
グしようとすれば、読出の途中で交替領域への往復アク
セスが必要になるが、本例では、交替処理されたセクタ
ーを抜かして、まず通常のセクターとして読み出せるセ
クターを読み出してしまう。即ち転送のために読出すべ
き複数のセクターについて、交替処理されたセクター以
外のセクターの読出／バファリングを実行する。さら
に、その転送すべき最終セクターに続く所定量のセクタ
ーについての読出／バファリング（先読バファリング）
も行ってしまう。ここまでの読出の間にアクセスは必要
ない。そして所定量の先読バファリングまで実行した後
で交替領域にアクセスし、交替処理されたセクターのデ
ータの読出／バファリングを行う。このバファリングが
完了した時点で、転送すべきデータの全てがキャッシュ
メモリ２０に格納されたことになり、ホストコンピュー
タに転送する。

【００４７】一方、ステップＦ１０４で先頭セクターが
交替処理されたセクターであると判断された場合は、ス
テップＦ１０８の処理を行う。転送のために読出すべき
先頭のセクター（読み出すべきセクターが１セクターの
みである場合も含む）は、それを最も優先してバファリ
ングすべきであるので、この場合はまず交替領域にアク
セスを行い、その先頭セクターのデータの読出／バファ
リングを行う。そしてその後通常の領域にアクセスし、
続く必要なセクターの読出／バファリングを行う。この
場合も、転送すべき最終セクターに続く所定量のセクタ
ーについての読出／バファリング（先読バファリング）
も行ってしまう。もちろん通常の領域での読出の途中に
アクセスは必要ない。そしてこの場合は、転送すべき最
終セクターまでのバファリングを行った時点で（転送の
ために読み出すべきセクターが１セクターである場合は
交替領域での読出／バファリングを終わった時点で）、
転送すべきデータの全てがキャッシュメモリ２０に格納
されたことになり、ホストコンピュータに転送する。

【００４８】また、ステップＦ１０５で転送のために読
出すべき最終セクターが交替処理されたセクターである
と判断された場合は、ステップＦ１０６の処理を行う。
読出動作としては先読バファリングのための読出より
は、転送に必要なデータの読出を優先させることが好適
であるため、この場合は転送のために読出すべき先頭の
セクターから最終セクターの手前のセクターまでの読出
／バファリングを行った時点で、交替領域にアクセス
し、最終セクターのデータの読出／バファリングを行
う。そして、転送すべき最終セクターの交替領域からの
読出／バファリングを行った時点で、転送すべきデータ
の全てがキャッシュメモリ２０に格納されたことにな
り、ホストコンピュータに転送する。その後、通常の領
域に戻って（アクセスして）、後続セクターの読出／先
読バファリングを行うことになる。

【００４９】以上のような処理が行われることで、転送
のためにディスク９０から読み出すべきセクターの一部
が交替処理されていたとしても、アクセス回数を最小限
に抑え、効率的なバファリング／転送動作を行うことが
できる。また次回のデータ転送要求に備えた先読みバフ
ァリングも有効に実行される。

【００５０】以下、具体的な動作例を図３〜図７を用い
て説明する。まず上記図２のステップＦ１０７に進む場
合、即ち転送のために読み出すべきセクターの途中に交
替処理されたセクターが存在する場合を図３〜図５で説
明する。図３は、上記図１２で説明した場合と同様に、
ＬＢＡ「Ｎ＋１」、ＬＢＡ「Ｎ＋７」のセクターが交替
処理されている例を示している。そしてホストコンピュ
ータからのデータ転送要求として、要求スタートアドレ
スｒｑＬＢＡ＝Ｎ、要求データ長ｒｑＬＧ＝３として、
ＬＢＡ「Ｎ」、ＬＢＡ「Ｎ＋１」、ＬＢＡ「Ｎ＋２」の
３セクターのデータ転送要求があった場合を考える。

【００５１】これらの要求されたセクターがその時点で
キャッシュヒットしなかったとすると、転送のためにＬ
ＢＡ「Ｎ」、ＬＢＡ「Ｎ＋１」、ＬＢＡ「Ｎ＋２」の読
出／バファリングを行う必要がある。そして、図３のよ
うにＬＢＡ「Ｎ＋１」が交替処理されているため、転送
のために読出すべきセクターの途中のセクターが交替処
理されたセクターであると判断され、ステップＦ１０７
の処理としてバファリング等を行う。このバファリング
動作を図４、図５に示す。

【００５２】なお説明上、キャッシュメモリ２０は図
４、図５のようにエリア＃０〜＃７の８ブロック（セク
ター）分の容量を持つものとする。またキャッシュメモ
リ２０の状態を管理するパラメータとして、先頭アドレ
スＬＢＡｍ、ポインタＰＬＢＡｍ、有効セクター数ＶＳ
Ｎ、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は、図８から図１１で
説明したパラメータと同様であるため説明を省略する。

【００５３】但し本例ではステップＦ１０７の処理とし
て、交替処理されたセクターのバファリングを後回しに
するため、そのような動作を管理するパラメータとし
て、交替アドレスｅｘＬＢＡ、ポインタｅｘＰＬＢＡ、
疑似有効セクター数ＨＳＮというパラメータが用いられ
る。交替アドレスｅｘＬＢＡは、交替処理されているこ
とにより読出／バファリングが後回しにされるセクター
のアドレス（ＬＢＡ）となる。ポインタｅｘＰＬＢＡ
は、交替アドレスｅｘＬＢＡとしてのセクターが格納さ
れるべきキャッシュメモリ２０内のエリアを示すポイン
タである。疑似有効セクター数ＨＳＮは、交替アドレス
ｅｘＬＢＡを基準として、そこから擬似的に有効とされ
るセクター数を示す。つまりまだバファリングしていな
い交替アドレスｅｘＬＢＡのセクターと、この交替アド
レスｅｘＬＢＡのセクターを後回しとして先にバファリ
ングしたセクターの数となり、これらは交替アドレスｅ
ｘＬＢＡのセクターがバファリングされた時点で、有効
セクターとされ、上記有効セクター数ＶＳＮにカウント
されるセクター数となる。

【００５４】まず図４のように、ＬＢＡ「Ｎ」以降の読
出／バファリングが行われて行くが、次のＬＢＡ「Ｎ＋
１」は交替処理されていることで、その本来の領域にお
いてディスク９０から読み出されてくるデータは無効と
され、つまりＬＢＡ「Ｎ＋１」についての正しいバファ
リングは後回しとされる。これが交替アドレスｅｘＬＢ
Ａ＝「Ｎ＋１」、ポインタｅｘＰＬＢＡ＝１（つまりエ
リア＃１）として管理される。そしてＬＢＡ「Ｎ＋１」
の正しいバファリングを抜かして、ディスク９０から読
み出される順序の次のデータ、即ちＬＢＡ「Ｎ＋２」を
バファリングする。なお、転送動作のためにはＬＢＡ
「Ｎ＋３」以降は必要ないが、いわゆる先読みバファリ
ングとして所定量のセクター（この例では２セクター）
のバファリングを行う。つまり図４に示すようにＬＢＡ
「Ｎ＋４」までがバファリングされる。ここまでの状態
で疑似有効セクター数ＨＳＮ＝４となる。そしてここま
での様子をディスク９０上でみた場合、図３のように、
ＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋４」までの範囲の読出動作
Ｒ１が実行されたことになる。

【００５５】ここで、図３に示すように交替領域へのア
クセスＡＣを行い、読出動作Ｒ２として交替セクターＬ
ＢＡ「Ｎ＋１」の読出を行う。これによりキャッシュメ
モリ２０では図５に示すように、ポインタｅｘＰＬＢＡ
＝１として示されていたエリアに、ＬＢＡ「Ｎ＋１」の
データのバファリングが行われる。このように後回しと
されていた部分のバファリングが行われ、通常通り連続
したデータのバファリング状態が整った時点で、交替ア
ドレスｅｘＬＢＡ、ポインタｅｘＰＬＢＡ、疑似有効セ
クター数ＨＳＮはクリアされる。そして有効セクターＶ
ＳＮ＝５となる。

【００５６】ここで、交替セクターＬＢＡ「Ｎ＋１」の
バファリングが完了することで、転送に必要な全データ
がそろったことになり、ＬＢＡ「Ｎ」〜ＬＢＡ「Ｎ＋
２」のホストコンピュータに転送を行う。以上のような
読出／バファリングを行うことにより、転送のために読
み出すべきデータの途中に交替処理されたセクターが存
在しても、交替領域への往復アクセスは不要となり、効
率的なバファリング及び転送が可能となる。しかも、先
読みバファリングも或る程度実行してしまうことで、次
のデータ転送要求の際にキャッシュヒットできる可能性
も得られる。

【００５７】なお、転送をより優先したい場合は、転送
のために読み出すべき最終セクター、即ちこの場合ＬＢ
Ａ「Ｎ＋２」のバファリングが完了した時点で、交替処
理されたセクター（つまりＬＢＡ「Ｎ＋１」）のアクセ
ス／読出／バファリングを行って、転送を行い、その後
にＬＢＡ「Ｎ＋３」以降の先読みバファリングを行うよ
うにしてもよい。

【００５８】次に、上記図２でステップＦ１０８に進む
場合、即ち転送のために読出すべき先頭のセクターが交
替処理されていた場合の動作を図６に示す。例えばホス
トコンピュータからのデータ転送要求として、要求スタ
ートアドレスｒｑＬＢＡ＝Ｎ＋１、要求データ長ｒｑＬ
Ｇ＝３として、ＬＢＡ「Ｎ＋１」、ＬＢＡ「Ｎ＋２」、
ＬＢＡ「Ｎ＋３」の３セクターのデータ転送要求があっ
た場合であり、図６のようにＬＢＡ「Ｎ＋１」が交替処
理されていた場合である。

【００５９】この場合は上記のとおり、先頭セクターは
最も優先してバファリングすべきであるので、図６のよ
うにまず交替領域にアクセスを行い読出動作Ｒ３を行
う。つまり図示しないが、その先頭セクターであるＬＢ
Ａ「Ｎ＋１」のデータの読出／バファリングを行う。そ
してその後アクセスＡＣで示すように通常の領域にアク
セスし、読出動作Ｒ４を実行して、続く必要なセクター
であるＬＢＡ「Ｎ＋２」、ＬＢＡ「Ｎ＋３」の読出／バ
ファリングを行う。ＬＢＡ「Ｎ＋３」のバファリングが
完了した時点で転送すべきデータの全てがキャッシュメ
モリ２０に格納されたことになり、ホストコンピュータ
に転送する。もちろんそのまま読出動作Ｒ４をＬＢＡ
「Ｎ＋４」以降も続けていくことで、先読みバファリン
グは可能となり、そしてこの場合も読出動作の途中で交
替領域に往復アクセスすることはない。

【００６０】また、上記図２でステップＦ１０６に進む
場合、即ち転送のために読出すべき最終セクターが交替
処理されたセクターであると判断された場合の、ディス
ク９０上での動作を図７に示す。例えばホストコンピュ
ータからのデータ転送要求として、要求スタートアドレ
スｒｑＬＢＡ＝Ｎ−１、要求データ長ｒｑＬＧ＝３とし
て、ＬＢＡ「Ｎ−１」、ＬＢＡ「Ｎ」、ＬＢＡ「Ｎ＋
１」の３セクターのデータ転送要求があった場合であ
り、しかも図７のようにＬＢＡ「Ｎ＋１」が交替処理さ
れていた場合である。

【００６１】この場合、読出動作としては先読バファリ
ングのための読出よりは、転送に必要なデータの読出を
優先させることが好適であるため、図７に読出動作Ｒ５
として示すように、転送のために読出すべき先頭のセク
ターから最終セクターの手前のセクターまで（ＬＢＡ
「Ｎ−１」、ＬＢＡ「Ｎ」）の読出／バファリングを行
った時点で、アクセスＡＣとして交替領域にアクセス
し、図７に読出動作Ｒ６として示すように、最終セクタ
ー（ＬＢＡ「Ｎ＋１」）のデータの読出／バファリング
を行う。そして、ＬＢＡ「Ｎ＋１」のデータのバファリ
ングが完了した時点で転送すべきデータの全てがキャッ
シュメモリ２０に格納されたことになり、ホストコンピ
ュータに転送する。その後、通常の領域に戻って（アク
セスして）、後続セクターの読出／先読バファリングを
行うことで先読みバファリングが行われる。この場合も
迅速性を要求される転送のためのデータ読出に関してい
えば、交替領域に対して往復アクセスすることはない。

【００６２】以上のように本例では、転送のために読み
出すべきデータセクター内に交替処理されたセクターが
存在しても、効率的なアクセス／読出／バファリングが
行われることになり、転送処理の迅速化や、好適な先読
みバファリングが可能となる。特に映像データのように
シーケンシャルな転送要求が発生する場合には非常に好
適なものとなる。

【００６３】ところで、例えばホストコンピュータから
転送要求されたデータが１セクターであったとしても、
そのデータの復調やエラー訂正のために他のセクターが
必要となる場合もある。そのような場合にも、上記動作
と同様に、必要なセクター群のうちで交替処理されたセ
クターが存在した場合は、先に通常領域での正常なセク
ターデータの読出／バファリングしてから交替領域のセ
クターの読出／バファリングを行えばよい。例えばＤＶ
Ｄシステムでは、１６セクターを１つの単位としてエラ
ー訂正コード体系が構築されている。従って、例えば或
るセクター＃１が転送要求された場合に、セクター＃０
〜セクター＃１５の読出が必要になる。そして仮にセク
ター＃３が交替処理されていた場合は、まずセクター＃
３を除いたセクター＃０〜セクター＃１５を読み出して
から、交替領域におけるセクター＃３を読み出すように
すればよい。

【００６４】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、交替処理状況に応じて
効率的な読出／バファリングが行われるようにすればよ
い。また交替処理により連続データの一部がディスク上
の離れた場所に記録されている場合の対応処理として実
施の形態の説明を行ってきたが、交替処理に限らず、何
らかの理由で連続データの一部がディスク上の離れた場
所に記録されている場合には、本発明を適用できるもの
である。

【００６５】

【発明の効果】以上説明したように本発明では、記録媒
体上で物理的に連続したある区間に記録されているべき
連続的なデータを読み出してキャッシュメモリ手段に格
納する際に、その区間内の読み出すべきデータの一部が
交替領域に記録されている場合は、当該区間におけるデ
ータの読出及び格納を実行させた後に、交替領域に記録
されたデータの読出及び格納を実行する。つまり、必ず
しもデータ順序通りにバファリングを行わず、通常のセ
クターデータを読み出してから交替領域のセクターデー
タを読み出すようにすることで、アクセス回数を最小限
とする動作の効率化が実現でき、これによって平均アク
セスタイムの短縮化、つまり迅速なデータ転送出力が実
現できるという効果がある。

【００６６】またバファリングする連続的なデータとし
て、データ要求にかかるデータセクター及びそれに後続
する所定量のデータセクターについての読出及び格納を
実行させるようにしており、つまり一部が交替処理され
て不連続になっていても、先読みバファリングが行われ
ることになる。もちろんここでの先読みバファリングも
交替処理されたセクターの読出よりも先に行うことで、
必要なアクセス回数は最小限となる。そしてこのような
先読みバファリングが行われることにより、シーケンシ
ャルなデータ要求があった際にキャッシュヒット転送が
できる機会が増え、これも迅速な転送出力を促進でき
る。つまり物理的に不連続なる部分があっても先読みバ
ファリングの効果を生かすことができる。

【００６７】またデータ要求にかかる最初のデータセク
ターが交替領域に記録されている場合は、交替領域に記
録された当該最初のデータセクターの読出及び格納が、
他のデータセクターの読出及び格納よりも先に実行され
るようにする。つまり、データ要求にかかる最初のデー
タセクターは最も読出を優先すべきデータであるので、
この場合は交替領域からの読出を優先することで迅速な
転送出力を実現できる。もちろんこの場合もアクセス回
数は最小限となる。

【００６８】また、データ要求にかかる最後のデータセ
クターが交替領域に記録されている場合は、交替領域に
記録された当該最後のデータセクターの読出及び格納
が、後続する所定量のデータセクターの読出及び格納
（つまり先読みバファリング）よりも先に実行されるよ
うに制御する。このようにデータ要求にかかる最後のデ
ータセクターが交替処理されている場合は、先読みバフ
ァリングよりもその最後のデータセクターの読出を優先
させることで、迅速な転送出力が可能になるという効果
がある。

【００６９】さらに、このような本発明の処理の実現に
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。

【図面の簡単な説明】

【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。

【図２】実施の形態のリードコマンド発生時のバファリ
ング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】実施の形態のバファリング動作の説明図であ
る。

【図５】実施の形態のバファリング動作の説明図であ
る。

【図６】実施の形態の読出動作例の説明図である。

【図７】実施の形態の読出動作例の説明図である。

【図８】従来のバファリング動作の説明図である。

【図９】従来のバファリング動作の説明図である。

【図１０】従来のバファリング動作の説明図である。

【図１１】従来のバファリング動作の説明図である。

【図１２】従来の読出動作例の説明図である。

【符号の説明】

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、９ＲＦ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

【特許請求の範囲】

【請求項１】記録媒体上に、データの記録再生が行わ
れる領域内で記録又は再生に適さないとされた非適正領
域に対応して交替領域が用意され、前記非適正領域に記
録されるべきデータは、その非適正領域に対応して管理
されている交替領域に記録するようにされる記録媒体に
対する再生装置において、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、記録媒体上で物理的に連続したあ
る区間に記録されているべき連続的なデータを読み出し
て前記キャッシュメモリ手段に格納する際に、その区間
内の読み出すべきデータの一部が前記交替領域に記録さ
れている場合は、当該区間におけるデータの読出及び格
納を実行させた後に、前記交替領域に記録されたデータ
の読出及び格納を実行させるように、前記読出手段及び
前記キャッシュメモリ手段の動作を制御できることを特
徴とする再生装置。
【請求項２】前記再生制御手段は、前記連続的なデー
タとして、前記データ要求にかかるデータセクター及び
それに後続する所定量のデータセクターについての読出
及び格納を実行させ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、前記データ要求に
かかる最初のデータセクターが前記交替領域に記録され
ている場合は、交替領域に記録された当該最初のデータ
セクターの読出及び格納が、他のデータセクターの読出
及び格納よりも先に実行されるように、前記読出手段及
び前記キャッシュメモリ手段の動作を制御することを特
徴とする請求項１に記載の再生装置。
【請求項４】前記再生制御手段は、前記連続的なデー
タを、前記データ要求にかかるデータセクター及びそれ
に後続する所定量のデータセクターとするとともに、前
記データ要求にかかる最後のデータセクターが前記交替
領域に記録されている場合は、交替領域に記録された当
該最後のデータセクターの読出及び格納が、前記後続す
る所定量のデータセクターの読出及び格納よりも先に実
行されるように、前記読出手段及び前記キャッシュメモ
リ手段の動作を制御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５】記録媒体上に、データの記録再生が行わ
れる領域内で記録又は再生に適さないとされた非適正領
域に対応して交替領域が用意され、前記非適正領域に記
録されるべきデータは、その非適正領域に対応して管理
されている交替領域に記録するようにされる記録媒体に
対するデータ再生装置におけるキャッシュ処理方法とし
て、記録媒体上で物理的に連続したある区間に記録され
ている連続的なデータを読み出してキャッシュメモリ手
段に格納する際に、その区間内の読み出すべきデータの
一部が前記交替領域に記録されている場合は、当該区間
におけるデータの読出及び格納を実行した後に、前記交
替領域に記録されたデータの読出及び格納を実行するこ
とを特徴とするキャッシュ処理方法。