JP2000222287A - 情報記録再生装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 キャッシュメモリから記録媒体への高速に行
うことが可能で、ホストコンピュータとの間のデータ転
送を円滑かつ効率的に行う。 【解決手段】 ＣＰＵ８は、ホストコンピュータからの
コマンドに対し完了を指示するコマンド制御部２１と、
キャッシュ管理データ２２及びキャッシュヒット管理デ
ータ２３とを記憶部７に格納する制御部２４と、キャッ
シュ管理データ２２に基づいてヒットと判別するキャッ
シュヒット判別部２５と、制御部２４を介してキャッシ
ュ管理データ２２やキャッシュヒット管理データ２３で
記憶しているデータのＬＢＡを管理データ単位に並び替
えるソート機能部２６と、キャッシュメモリ内の未書き
込みデータを光ディスク２に書き込むためにアクセス制
御部を制御するライト制御部２７とから構成される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は情報記録再生装置装
置、更に詳しくはキャッシュヒットの管理部分に特徴の
ある情報記録再生装置装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】一般に情報記録再生装置は、情報処理装
置におけるホストコンピュータの外部記録装置等として
用いられているが、記録媒体に対するデータの書き込み
処理はホストコンピュータとの間でのデータ転送処理速
度より遅いため、近年では中間にキャッシュメモリを設
けて、このキャッシュメモリを介してデータの転送を行
うことにより、データの記録処理の高速化を図ったもの
が用いられる。

【０００３】特に、光ディスクを記録媒体として用いる
光ディスク装置では、記録媒体への書き込み処理に多く
の時間がかかるため、記録データを一時格納するキャッ
シュメモリを設けたものが一般的である。

【０００４】このようなキャッシュメモリを備えた装置
として、例えば特開平２−１６５２４８号公報に開示さ
れているディスクキャッシュ装置があるが、このディス
クキャッシュ装置では、データの書き込み要求（以下、
ライト命令と称する）があった場合に、ホストコンピュ
ータからのデータをディスクキャッシュメモリに書き込
むと共に、ホストコンピュータへの書き込み完了信号を
出力してデータ処理を再開させ、データ処理の空き時間
に適切なタイミングを見計らって、ディスクキャッシュ
メモリに格納した未書き込みのデータを記録媒体に書き
込むようにしている。

【０００５】このようなライトアフタ方式の装置によれ
ば、ホストコンピュータはディスクキャッシュメモリに
データを書き込んだ時点で書き込み終了を認識してデー
タ処理を再開できるので、記録媒体への書き込み終了ま
で待つことなく、書き込み処理時のアクセスタイムを短
縮できる。

【０００６】また、従来の装置では、データの読み出し
要求（以下、リード命令と称する）があったときに、キ
ャッシュメモリ上に記録媒体へ未書き込みデータがある
場合は、ホストコンピュータからのリード命令を待たせ
て、全ての未書き込みデータを記録媒体に書き込み終了
してから要求されたデータの読み出しを行うようにして
いる。

【０００７】すなわち、この場合、キャッシュメモリに
格納されたデータは記録媒体へ書き込み済みとなってか
ら有効となり、リード命令に対するデータがキャッシュ
メモリに存在する場合（キャッシュヒットした場合）に
キャッシュメモリから読み出されてホストコンピュータ
へ転送するようになっている。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、前述し
た従来のキャッシュメモリを備えた情報記録再生装置で
は、キャッシュメモリから記録媒体へデータを書き込む
際、それぞれのＬＢＡ（論理ブロックアドレス）に対す
るシーク等が効率よく行われず、実際データを記録媒体
へ書き込む時間は短縮されないという問題がある。

【０００９】また、同様に記録媒体へデータを書き込む
際に、ホストコンピュータより要求されるデータのアド
レス（ＬＢＡ）が同一または、重複したものがキャッシ
ュメモリ内に存在した場合、再度同一または、重複した
アドレスへのアクセスが発生する場合が多分にある。

【００１０】これらは、極力キャッシュメモリに残して
おき、キャッシュメモリ内の未書き込みデータを全て書
き込んだ後に、これらのデータを記録媒体へ書き込みを
行った方がシークの回数が激減し、より高速にデータ転
送を行うことが可能となる。

【００１１】本発明は、上記事情に鑑みてなされたもの
であり、キャッシュメモリから記録媒体への書き込みを
高速に行うことが可能で、ホストコンピュータとの間の
データ転送を円滑かつ効率的にできる情報記録再生装置
を提供することを目的としている。

【００１２】

【課題を解決するための手段】本発明の情報記録再生装
置は、ホストコンピュータから送られるデータを一時格
納するキャッシュメモリと、前記キャッシュメモリ内の
データを管理するキャッシュ管理データを記憶するキャ
ッシュ管理データ記憶手段と、前記キャッシュ管理デー
タに基づいて前記ホストコンピュータからのデータが前
記キャッシュメモリに存在した場合キャッシュヒットと
判断するキャッシュヒット判別手段と、前記キャッシュ
ヒット判別手段によりキャッシュヒットと判断された前
記キャッシュメモリ内のデータを管理するキャッシュヒ
ット管理データを記憶するキャッシュヒット管理データ
記憶手段と、前記キャッシュ管理データ記憶手段または
／及び前記キャッシュヒット管理データ記憶手段で記憶
しているデータのＬＢＡを管理データ単位で並び替える
ソート手段と、前記キャッシュメモリ内の未書き込みデ
ータを記録媒体に書き込むライト手段とを備えて構成さ
れる。

【００１３】本発明の情報記録再生装置では、前記ライ
ト手段が、前記キャッシュメモリ内の未書き込みデータ
を記録媒体に書き込む場合、前記キャッシュ管理データ
で管理されているデータに再度アクセスがあった場合前
記キャッシュヒット管理データに登録し、前記キャッシ
ュ管理データ内のデータを全て前記記録媒体に書き込ん
だ後、所定時間経過後に前記キャッシュヒット管理デー
タに登録したデータを前記記録媒体に書き込むことで、
キャッシュメモリから記録媒体への書き込みを高速に行
うことが可能で、ホストコンピュータとの間のデータ転
送を円滑かつ効率的に行うことを可能とする。

【００１４】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照しながら本発明
の実施の形態について述べる。

【００１５】図１ないし図１１は本発明の一実施の形態
に係わり、図１は光ディスク装置の構成を示す構成図、
図２は図１のＣＰＵ及び記録部の構成を示す構成図、図
３は図２のキャッシュ管理データ及びキャッシュヒット
管理データの構造を示す第１の説明図、図４は図２のキ
ャッシュ管理データ及びキャッシュヒット管理データの
構造を示す第２の説明図、図５は図１の光ディスク装置
の作用を説明する第１のフローチャート、図６は図１の
光ディスク装置の作用を説明する第２のフローチャー
ト、図７は図２のキャッシュ管理データの具体例を示す
図、図８は図２のキャッシュヒット管理データの具体例
を示す図、図９は図２のキャッシュ管理データの具体例
の変形例を示す図、図１０は図７のキャッシュ管理デー
タでのキャッシュヒット発生時のキャッシュヒット管理
データの具体例を示す図、図１１は図７のキャッシュ管
理データでのキャッシュヒット発生時のキャッシュ管理
データの具体例を示す図である。

【００１６】（構成）まず、本実施の形態において用い
られる情報記録再生装置のデータ記録再生動作に関する
部分の構成を説明する。図１は情報記録再生装置の主要
部の構成例を示したものであり、ここでは記録媒体とし
て光ディスクを用いる光ディスク装置を例にとって説明
する。

【００１７】光ディスク装置１は、情報の記録や再生を
要求する上位のホストコンピュータ１０に接続され、記
録媒体としての光ディスク２に対して情報の書き込み及
び読み出しを行うヘッド３と、ヘッド３の位置制御を行
うアクセス制御部４と、記録再生データの変調・復調回
路を備えたヘッドドライバ５と、記録再生データを一時
記憶する中間記憶手段としてのキャッシュメモリ６と、
ホストコンピュータ１０からのコマンド中のトラック情
報及びデータ量情報を記憶する記憶部７と、装置内の各
種制御を行う制御手段としてのＣＰＵ８と、ホストコン
ピュータ１０との間でコマンドやデータのやり取りを行
うＩ／Ｆ（インターフェース）部９とを備えて構成され
ている。

【００１８】ホストコンピュータ１０から送られてくる
コマンドには、命令内容の他に、対象のデータに対応す
る記録媒体上のトラック情報及びデータ量情報が含ま
れ、記録コマンドの場合にはさらに記録データが含まれ
ている。

【００１９】この光ディスク装置１は、ホストコンピュ
ータ１０からのコマンドをＩ／Ｆ部９を介して入力し、
コマンド中のトラック情報及びデータ量情報等を半導体
メモリ等から構成される記憶部７に記憶する。光ディス
ク２の記録領域には、内周から外周方向にスパイラル状
あるいは同心円状に複数のトラックが形成されており、
情報の記録や再生の際にはヘッド３をトラックと直交す
る方向に複数トラック分移動させるシーク動作を行って
目的のトラックに位置させるようにする。

【００２０】コマンドが記録コマンド（以下、ライト処
理命令と称する）の場合は、ホストコンピュータよりコ
マンドと共に送られてきた記録データ（以下、ライトデ
ータ）をキャッシュメモリ６に転送して一旦記憶する。
そして、ＣＰＵ８の制御に従って、アクセス制御部４に
よってヘッド３を光ディスク２上のコマンドにより要求
された目的のトラックにシークさせ、シークが終了した
後にヘッドドライバ５によってキャッシュメモリ６に記
憶されたライトデータをヘッドドライバ５の変調回路で
変調してヘッド３を構成する図示しない半導体レーザを
駆動し、記録用光ビームを光ディスク２の目的のトラッ
クに照射して情報を記録する。

【００２１】コマンドが再生コマンド（以下、リード処
理命令と称する）の場合は、ＣＰＵ８は、コマンドによ
り要求された再生データ（以下、リードデータ）を読み
出すために、アクセス制御部４によってヘッド３を光デ
ィスク２上の目的のトラックにシークさせ、再生用の光
ビームをトラックに照射して情報を読み出し、ヘッドド
ライバ５の変調回路によって復調した後、リードデータ
をキャッシュメモリ６及びＩ／Ｆ部９を介してホストコ
ンピュータ１０に転送する。

【００２２】ＣＰＵ８は、図２に示すように、Ｉ／Ｆ部
９を介してホストコンピュータ１０からのコマンドに対
し完了を指示するコマンド制御部２１と、キャッシュメ
モリ６内のデータを管理するキャッシュ管理データ２２
及びキャッシュ管理データ２２に基づいてホストコンピ
ュータ１０からの要求データがキャッシュメモリ６に存
在した場合のデータを管理するキャッシュヒット管理デ
ータ２３とを記憶部７に格納する制御部２４と、キャッ
シュ管理データ２２に基づいてホストコンピュータ１０
からの要求データがキャッシュメモリ６に存在した場合
ヒットと判別するキャッシュヒット判別部２５と、制御
部２４を介してキャッシュ管理データ２２やキャッシュ
ヒット管理データ２３で記憶しているデータのＬＢＡを
管理データ単位に並び替えるソート機能部２６と、キャ
ッシュメモリ６内の未書き込みデータを光ディスク２に
書き込むためにアクセス制御部４を制御するライト制御
部２７とから構成される。

【００２３】なお、ＣＰＵ８はＩ／Ｆ部９を介してホス
トコンピュータ１０からの制御信号を入力しており、こ
の制御信号によりコマンドの送受信のタイミングを制御
している。また、アクセス制御部４及びヘッドドライバ
５はＣＰＵ８により制御されているが、その詳細な構成
は公知であるので説明は省略する。

【００２４】次に、図３及び図４を参照して、キャッシ
ュ管理データ２２及びキャッシュヒット管理データ２３
の構造を説明する。

【００２５】キャッシュ管理データ２２及びキャッシュ
ヒット管理データ２３は、図３に示すように、管理番号
１〜ｎで管理され、それぞれの管理番号内は例えば８個
のブロックデータから成り立っている。この際、１ブロ
ックは光ディスク２の１セクタサイズで管理する。な
お、それぞれの管理番号内は８個のブロックデータから
成り立っているとしたが、必ずしもこの数に限らない。

【００２６】また、図４に示すように、それぞれの管理
番号で管理される管理データは、そのブロックにあるデ
ータが、すでに書き込み済みになっているかあるいは未
書き込みのデータであるかを示す未処理データフラグ
と、ブロック内のデータがキャッシュヒットしたかを示
すヒットフラグと、それぞれのブロックがキャッシュメ
モリ６内のどのアドレスに位置するかを示すバッファア
ドレスとからなる。

【００２７】キャッシュヒット管理データ２３は、その
サイズ（容量）は可変に構成されており、この点につい
て次に説明する。

【００２８】キャッシュヒットはキャッシュ管理データ
２２内のデータに再度ライト命令が出されたときに発生
する。そのためホストコンピュータ１０のＯＳ（オペレ
ーティングシステム）によっては、コピーするファイル
形態で、同一のアドレス領域に頻繁にライト処理命令が
出されキャッシュヒットとなりやすい。

【００２９】表１は、実際にディレクトリ構造（データ
階層構造）を有するファイルをホストコンピュータ１０
から光ディスク装置１へコピーしたときのＳＣＳＩコマ
ンドの例を示している。

【００３０】

【表１】 表１において、コマンド「００４３５４」を例にとる
と、「ＣＭ：２Ａ」というのはライトコマンドであるこ
とを、「００ ０２ ４１」はライトを開始するＬＢＡ
を、その後ろの「０１」はライトデータの転送長（Ｌｅ
ｎｇｔｈ）を示している。

【００３１】また、表１中のＡ〜Ｄは、同一アドレスに
２回以上アクセスがあったコマンドを示している。この
表１の例に見られるように、実際に同一アドレス領域へ
のライト処理命令は多い。

【００３２】とりわけ、ディレクトリ構造が複雑になる
ほど、ライトするディレクトリの数が増え、同一のアド
レス領域を書き直す回数が増えるため、キャッシュヒッ
トの対象が増加することとなる。

【００３３】例えば、ディレクトリ構造が複雑であるに
も関わらず、キャッシュヒット管理データ２３がさほど
大きくなければ、その後に十分キャッシュヒットする可
能性があるにも関わらず、キャッシュヒット管理データ
２３を解放せざるを得ない場合が発生する。解放した結
果、先ほどまでキャッシュヒット管理データ２３内で管
理されていた領域へのアクセスが発生してしまう可能性
がある。

【００３４】しかしながら、キャッシュヒット管理デー
タ２３のサイズを大きく取ることにより、その後に何度
もライトされる可能性のあるキャッシュヒットした領域
を大量にキャッシュヒット管理データ２３内で管理で
き、それらは最後に１回のみライトされるので、ライト
の回数を減らすことができ、スピードアップを可能とす
ることができる。

【００３５】また、反対に、ディレクトリ構造が単純で
ある場合には、キャッシュヒット管理データ２３のサイ
ズが大きければ、キャッシュヒット管理データ２３が十
分に利用されずに空きが残り、利用できるキャッシュ管
理データ２２のサイズは小さくなる。

【００３６】しかしこのようなときにキャッシュヒット
管理データ２３のサイズを小さく取ることにより、より
多くのキャッシュ管理データ２２を使用することができ
る。

【００３７】このように、キャッシュヒット管理データ
２３のサイズを可変とすることにより、ライト時のスピ
ードアップと、効率的なキャッシュの利用が可能とな
る。

【００３８】（作用）このように構成された本実施の形
態の作用について説明する。まず、図５を参照して、Ｃ
ＰＵ８による本実施の形態のホストコンピュータ１０か
らのライト処理命令を受信した場合の形態のデータ処理
方法を説明する。

【００３９】ＣＰＵ８は、図５に示すように、ステップ
Ｓ１でホストコンピュータ１０から送られてきたライト
処理命令を受信してホストコンピュータ１０からのライ
ト要求を受けた場合、Ｉ／Ｆ部９を介して送られてきた
ライトコマンド中のライトデータを管理ブロックサイズ
に分割する。

【００４０】次に、ステップＳ２で管理ブロックサイズ
に分割されたライトデータのＬＢＡからすでにキャッシ
ュメモリ６上に管理されているかを記憶部７のキャッシ
ュ管理データ２２より確認する。

【００４１】ステップＳ２の結果、まだ管理されていな
い新しいデータのＬＢＡだった場合、ステップＳ３によ
りキャッシュ管理データ２２に空きがあるか確認する。

【００４２】ステップＳ３の結果、キャッシュ管理デー
タ２２に空きがある場合は、ステップＳ４でステップＳ
１により分割したライトデータは、キャッシュ管理デー
タ２２にデータ未処理フラグを有効にしてキャッシュメ
モリ６内のアドレスを参照して登録される。登録後、実
際のライトデータはキャッシュメモリ６の指定アドレス
に転送して、キャッシュメモリ６から光ディスク２への
書き込みが終了するまで待つ。

【００４３】また、ステップＳ３の結果、キャッシュ管
理データ２２に空きがない場合は、ステップＳ５でキャ
ッシュ管理データ２２に空きができるのを待つ。

【００４４】なお、キャッシュ管理データ２２は、光デ
ィスク２への書き込みが終了した管理データを解放する
ことにより新しい空きの管理データを作ることができ
る。

【００４５】ステップＳ２で、ステップＳ１により管理
ブロックサイズに分割されたライトデータのＬＢＡがキ
ャッシュ管理データ２２にあった場合、ステップＳ６で
キャッシュヒットと判断し、有効ブロックのヒットフラ
グをセットする。

【００４６】有効ブロックのヒットフラグをセットした
後、ステップＳ７でこの有効ブロックのＬＢＡがキャッ
シュヒット管理データ２３内にすでに登録されているか
を確認する。

【００４７】ステップＳ７でキャッシュヒット管理デー
タ２３にすでに登録されているブロックと判断すると、
ステップＳ８でこのＬＢＡのデータをキャッシュメモリ
６の指定アドレスに転送（上書き）して未書き込みフラ
グを有効にする。

【００４８】ステップＳ７でキャッシュヒット管理デー
タ２３に登録されていないブロックと判断すると、ステ
ップＳ９でキャッシュヒット管理データ２３に空きがあ
るか確認し、空きがある場合にはステップＳ１０でキャ
ッシュヒット管理データ２３に登録し、キャッシュメモ
リ６の指定アドレスに転送して未書き込みフラグを有効
にする。

【００４９】ステップＳ９でキャッシュヒット管理デー
タ２３に空きがない場合、ステップＳ１１ですでにキャ
ッシュヒット管理データ２３内で管理されているブロッ
クから１つヒットフラグをクリアし解放する。これによ
りキャッシュヒット管理データ２３に空きができるため
新たにヒットしたブロックが登録される。

【００５０】ここで、キャッシュヒット管理データ２３
内のヒットフラグをクリアし解放する方法として、例え
ば、キャッシュヒット管理データ２３内のブロックのヒ
ット率の低いものを優先的に解放していく方法や、また
ヒットフラグに登録された順番に解放していく方法や登
録したブロック内のデータＬＢＡの大小比較の結果等、
様々な方法を採ることが可能である。

【００５１】また本実施の形態では、キャッシュヒット
管理データ２３からブロックを解放する数を１つとした
が、ｎ個の固定数を解放することや、ステップＳ１でラ
イトコマンド中のライトデータを管理ブロックサイズに
分割した際のブロック数等の不定数を解放することが可
能である。

【００５２】つぎに、図６を参照して、キャッシュメモ
リ６から光ディスク２へのデータ転送する際のデータ処
理方法を説明する。

【００５３】図６に示すように、まず、ステップＳ２１
でキャッシュメモリを管理しているキャッシュ管理デー
タ２２から、データ未処理フラグが有効（セット）にな
っているか確認する。

【００５４】ステップＳ２１でデータ未処理フラグが有
効と判断すると、ステップＳ２２及びＳ２３でデータ未
処理フラグが有効の管理ブロック内のデータを光ディス
ク２に書き込む。この際、複数の管理ブロックにデータ
未処理フラグが有効の場合、ステップＳ２２で管理ブロ
ック間でデータＬＢＡが連続しているようであれば、ま
とめて光ディスク２に書き込む。

【００５５】また、同様に複数の管理ブロックにデータ
未処理フラグが有効の場合、ステップＳ２２で光ディス
ク２への書き込む順番をソート機能部２６を用い、直前
に書き込んだデータの近傍から書き込むような最適な順
番で処理する。

【００５６】ソート機能部２６での処理は、例えば現在
のピックアップのある位置から一番近い所を優先的にソ
ートすることやデータＬＢＡの大小順、ブロックサイズ
の大小順等、様々な設定が可能である。

【００５７】ステップＳ２３で管理ブロックのデータを
光ディスク２に転送し、書き込みが終了したらステップ
Ｓ２４で処理の終わった管理ブロックの未処理フラグを
クリアし処理を終了する。

【００５８】ステップＳ２１でキャッシュメモリ６を管
理しているキャッシュ管理データ２２から、データ未処
理フラグが有効になっているか確認した結果、データ未
処理フラグが無かった場合はステップＳ２５でキャッシ
ュヒット管理データ２３内を確認し、キャッシュヒット
管理データ２３内に未処理ブロックがあるか確認する。

【００５９】ステップＳ２５で未処理ブロックがないと
判断すると、ホストコンピュータ１０から送られてくる
次のコマンドを待つため処理を終了する。

【００６０】ステップＳ２５で未処理ブロックがあると
判断すると、ステップＳ２６で所定時間のタイムインタ
ーバルを待ち、次にステップＳ２７〜Ｓ２８でステップ
Ｓ２２〜Ｓ２３と同様な処理を光ディスク２にデータを
書き込む。なお、ステップＳ２５でのタイムインターバ
ルの所定時間は、ライトコマンドの頻度に応じて可変で
ある。

【００６１】そして、ステップＳ２９でステップＳ２４
と同様に処理の終わった管理ブロックの未処理フラグを
クリアし処理を終了する。

【００６２】つぎに、キャッシュ管理データ２２及びキ
ャッシュヒット管理データ２３の具体的なデータ例を説
明する。

【００６３】ホストコンピュータ１０よりＣＰＵ８にラ
イト処理命令が送信されてきたとき、キャッシュ管理デ
ータ２２及びキャッシュヒット管理データ２３が例えば
図７及び図８に示すようになっていたとする。ここで、
斜線部分は管理データを有するブロックを示している。
なお、図８に示すように、この場合はまだキャッシュヒ
ットが発生していないためキャッシュヒット管理データ
は全てが空きになっている。

【００６４】詳細には、図７に示すように、キャッシュ
管理データ２２では、まず、ＬＢＡ１からＬｅｎｇｔｈ
３のデータが管理番号１のブロック１〜４で管理され、
ＬＢＡ２４８からＬｅｎｇｔｈ３のデータが管理番号２
のブロック０〜３で管理され、ＬＢＡ４９８からＬｅｎ
ｇｔｈ６のデータが管理番号３のブロック２〜７で管理
され、新たにライト処理命令が送信されてきて、そのデ
ータがＬＢＡ９９からＬｅｎｇｔｈ４のデータである場
合は、ソート機能部２６によりＬＢＡ順にソートがなさ
れ、ＬＢＡ１からＬｅｎｇｔｈ３のデータが管理番号１
のブロック１〜４で管理され、ＬＢＡ９９からＬｅｎｇ
ｔｈ４のデータが管理番号２のブロック３〜６で管理さ
れＬＢＡ２４８からＬｅｎｇｔｈ３のデータが管理番号
３のブロック０〜３で管理され、ＬＢＡ４９８からＬｅ
ｎｇｔｈ６のデータが管理番号４のブロック２〜７で管
理される場合を示している。

【００６５】なお、図７ではソート機能部２６によるＬ
ＢＡ順のソートは、ＬＢＡが小さいものから大きいもの
へのソートの例を示しているが、ＬＢＡが大きいものか
ら小さいものへのソートでもよい。

【００６６】また、例えばＬＢＡ１からＬｅｎｇｔｈ１
０のデータがライトされる場合は、図９に示すように、
管理番号１のブロック１〜７でＬＢＡ１〜ＬＢＡ７が管
理され、管理番号２のブロック０〜２でＬＢＡ８〜ＬＢ
Ａ１０が管理される。

【００６７】図７のソート後のキャッシュ管理データ２
２の状態で、新たなライト処理命令が、ＬＢＡ９７から
Ｌｅｎｇｔｈ４で送信されたとすると、ＬＢＡ９７，９
８はすでに管理番号２のブロック２，３に割り当てられ
ているので、このブロックで管理される。一方ＬＢＡ９
９，１００は、すでに管理番号２のブロック４，５でデ
ータが管理されているので、キャッシュヒットとなり、
ヒットフラグが有効になる。

【００６８】そこで、ヒットフラグが有効となっている
ブロックが存在するキャッシュ管理データ２２の管理番
号２は、図１０にしめすように、キャッシュヒット管理
データ２３の管理番号１に移り、図１１に示すように、
キャッシュ管理データ２２ではヒットフラグが有効とな
っているブロックが存在する管理番号が解放されて、各
管理番号がソートされる。このようにしてキャッシュ及
びキャッシュヒットが管理される。

【００６９】（効果）このように本実施の形態では、タ
イムインターバルによる所定時間がホストコンピュータ
１０からのコマンドの頻度で可変であり、キャッシュヒ
ット管理データ２３のサイズが可変であるので、キャッ
シュメモリ６から光ディスク２へのデータ転送を高速に
行うことができる。

【００７０】また、管理データに登録されているデータ
を光ディスク６に書き込む際には、一度管理データをソ
ート機能部２６を用いＬＢＡの昇順を変えて光ディスク
２に書き込むので、常に光ディスク２へ書き込んだ最後
のデータＬＢＡの近傍のデータ処理を優先させ、シーク
の距離を短くすることで書き込み時間を短縮することが
できる。

【００７１】［付記］ （付記項１） ホストコンピュータから送られるデータ
を一時格納するキャッシュメモリと、前記キャッシュメ
モリ内のデータを管理するキャッシュ管理データを記憶
するキャッシュ管理データ記憶手段と、前記キャッシュ
管理データに基づいて前記ホストコンピュータからのデ
ータが前記キャッシュメモリに存在した場合キャッシュ
ヒットと判断するキャッシュヒット判別手段と、前記キ
ャッシュヒット判別手段によりキャッシュヒットと判断
された前記キャッシュメモリ内のデータを管理するキャ
ッシュヒット管理データを記憶するキャッシュヒット管
理データ記憶手段と、前記キャッシュ管理データ記憶手
段または／及び前記キャッシュヒット管理データ記憶手
段で記憶しているデータのＬＢＡを管理データ単位で並
び替えるソート手段と、前記キャッシュメモリ内の未書
き込みデータを記録媒体に書き込むライト手段とを備
え、前記ライト手段は、前記キャッシュメモリ内の未書
き込みデータを記録媒体に書き込む場合、前記キャッシ
ュ管理データで管理されているデータに再度アクセスが
あった場合前記キャッシュヒット管理データに登録し、
前記キャッシュ管理データ内のデータを全て前記記録媒
体に書き込んだ後、所定時間経過後に前記キャッシュヒ
ット管理データに登録したデータを前記記録媒体に書き
込むことを特徴とする情報記録再生装置。

【００７２】（付記項２） 前記所定時間は、前記ホス
トコンピュータからのライトコマンドの頻度に応じて可
変であることを特徴とする付記項１に記載の情報記録再
生装置。

【００７３】（付記項３）前記キャッシュヒット管理デ
ータは、その容量が前記ホストコンピュータから送られ
るデータ階層構造により可変であることを特徴とする付
記項１に記載の情報記録再生装置。

【００７４】（付記項４） 前記キャッシュ管理データ
または／及び前記キャッシュヒット管理データの管理デ
ータに登録されているデータを前記記録媒体に書き込む
際には、前記ソート手段によりデータのＬＢＡの昇順を
換え、直前に書き込んだデータの近傍より書き込むこと
を特徴とする付記項１に記載の情報記録再生装置。

【００７５】

【発明の効果】以上説明したように本発明の情報記録再
生装置によれば、ライト手段が、キャッシュメモリ内の
未書き込みデータを記録媒体に書き込む場合、キャッシ
ュ管理データで管理されているデータに再度アクセスが
あった場合キャッシュヒット管理データに登録し、キャ
ッシュ管理データ内のデータを全て記録媒体に書き込ん
だ後、所定時間経過後にキャッシュヒット管理データに
登録したデータを記録媒体に書き込むので、キャッシュ
メモリから記録媒体への高速に行うことが可能で、ホス
トコンピュータとの間のデータ転送を円滑かつ効率的に
行うことができるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施の形態に係る光ディスク装置の
構成を示す構成図

【図２】図１のＣＰＵ及び記録部の構成を示す構成図

【図３】図２のキャッシュ管理データ及びキャッシュヒ
ット管理データの構造を示す第１の説明図

【図４】図２のキャッシュ管理データ及びキャッシュヒ
ット管理データの構造を示す第２の説明図

【図５】図１の光ディスク装置の作用を説明する第１の
フローチャート

【図６】図１の光ディスク装置の作用を説明する第２の
フローチャート

【図７】図２のキャッシュ管理データの具体例を示す図

【図８】図２のキャッシュヒット管理データの具体例を
示す図

【図９】図２のキャッシュ管理データの具体例の変形例
を示す図

【図１０】図７のキャッシュ管理データでのキャッシュ
ヒット発生時のキャッシュヒット管理データの具体例を
示す図

【図１１】図７のキャッシュ管理データでのキャッシュ
ヒット発生時のキャッシュ管理データの具体例を示す図

【符号の説明】

１…光ディスク装置 ２…光ディスク ３…ヘッド ４…アクセス制御部 ５…ヘッドドライバ ６…キャッシュメモリ ７…記憶部 ８…ＣＰＵ ９…Ｉ／Ｆ部 １０…ホストコンピュータ ２１…コマンド制御部 ２２…キャッシュ管理データ ２３…キャッシュヒット管理データ ２４…制御部 ２５…キャッシュヒット判別部 ２６…ソート機能部 ２７…ライト制御部

フロントページの続き (72)発明者 尾方 利廣 東京都渋谷区幡ヶ谷２丁目43番２号 オリ ンパス光学工業株式会社内 (72)発明者 堀江 裕司 東京都渋谷区幡ヶ谷２丁目43番２号 オリ ンパス光学工業株式会社内 Ｆターム(参考） 5B005 JJ12 MM11 NN12 NN31 UU04 5B065 BA03 CE12 CH01

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ホストコンピュータから送られるデータ
   を一時格納するキャッシュメモリと、 前記キャッシュメモリ内のデータを管理するキャッシュ
   管理データを記憶するキャッシュ管理データ記憶手段
   と、 前記キャッシュ管理データに基づいて前記ホストコンピ
   ュータからのデータが前記キャッシュメモリに存在した
   場合キャッシュヒットと判断するキャッシュヒット判別
   手段と、 前記キャッシュヒット判別手段によりキャッシュヒット
   と判断された前記キャッシュメモリ内のデータを管理す
   るキャッシュヒット管理データを記憶するキャッシュヒ
   ット管理データ記憶手段と、 前記キャッシュ管理データ記憶手段または／及び前記キ
   ャッシュヒット管理データ記憶手段で記憶しているデー
   タのＬＢＡを管理データ単位で並び替えるソート手段
   と、 前記キャッシュメモリ内の未書き込みデータを記録媒体
   に書き込むライト手段とを備え、 前記ライト手段は、 前記キャッシュメモリ内の未書き込みデータを記録媒体
   に書き込む場合、前記キャッシュ管理データで管理され
   ているデータに再度アクセスがあった場合前記キャッシ
   ュヒット管理データに登録し、前記キャッシュ管理デー
   タ内のデータを全て前記記録媒体に書き込んだ後、所定
   時間経過後に前記キャッシュヒット管理データに登録し
   たデータを前記記録媒体に書き込むことを特徴とする情
   報記録再生装置。
2. 【請求項２】 前記所定時間は、前記ホストコンピュー
   タからのライトコマンドの頻度に応じて可変であること
   を特徴とする請求項１に記載の情報記録再生装置。
3. 【請求項３】 前記キャッシュヒット管理データは、そ
   の容量が前記ホストコンピュータから送られるデータ階
   層構造により可変であることを特徴とする請求項１に記
   載の情報記録再生装置。