JP2010211858A - 記録再生装置及び記録再生方法 - Google Patents

Abstract

【課題】ディスク等の媒体へのアクセス速度を高速化させる。
【解決手段】第１の媒体からデータを読み出す駆動部２１と、駆動部２１を制御する駆動部制御部２２とを備えた。また、第１の媒体１に記録されたデータの量と同等の量のデータを格納可能であり、データの読み書き速度が第１の媒体１よりも高速である第２の媒体２３への、データの読み書きを制御する第２の媒体制御部２４を備えた。その上で、第１の媒体１のローディング動作の直後に第１の媒体１に記録されたすべてのデータを読み出して第２の媒体２３に記憶させるようにした。データの読み出し動作中に読み出し要求が入力された場合には、読み出し要求に対する応答を行うようにした。出力完了後には、第１の媒体１からのデータの読み出しを出力が完了した位置から再開させるようにした。
【選択図】図１

Description

本発明は、記録再生装置及び記録再生方法に関し、特にディスクに記録されたデータへのアクセス速度を、キャッシュメモリを用いて向上させる技術に関する。

従来、ディスクドライブのＩ／Ｏ（Input／Output）処理を高速化するために、ディスクドライブにキャッシュメモリを搭載することが行われている。キャッシュメモリは、読み出しおよび書き込みの一時保存場所として設けられ、サイズとしては数１０ＭＢ程度以下の小さなものが採用されるのが一般的である。ディスクの読み出しや書き込み時にキャッシュメモリ上でアクセスできない（ヒットしない）場合には、シークタイムが加わるため、アクセス時間がかかる。

キャッシュメモリのヒット率を向上させる手法としては、先読みキャッシュが知られている。先読みキャッシュとは、ディスクから目的のデータを読み取る際に、次に配列されている複数のデータもまとめて読み出してキャッシュメモリに保存するものである。これにより、次の配列の読み出し要求が発行される前に予めディスクから読み出しキャッシュメモリへ保存しておくので、実際に読み出し要求が発行された時点では素早くキャッシュからデータを読み込むことができるようになる。

しかし、この手法は、ディスク上で連続したデータを読み込む際には先読みしてキャッシュに保存したデータを読み出し要求に使用することができるため非常に有用であるが、データをランダムに読み込む場合にはあまり有効ではない。すなわち、このような場合にはキャッシュメモリのヒット率が上がらないという問題があった。

このような課題を解決する手法として、例えば特許文献１には、フロッピーディスクの特定セクタへのアクセス時に、特定セクタを含むトラック全体をハードディスクにキャッシュとして記憶する技術が記載されている。これにより、キャッシュに記憶された特定セクタへのアクセス時におけるキャッシュヒット率を向上させることができる。

特開２０００−１７２４４８号公報

特許文献１に記載された技術によれば、特定のセクタを含むトラック全体がディスクに記憶される。ところが、この場合は、キャッシュされていないトラック内のセクタにアクセスする際のキャッシュヒット率は向上しないという問題があった。

本発明はかかる点に鑑みてなされたものであり、キャッシュメモリのヒット率を確実に向上させることにより、ディスク等の媒体へのアクセス速度を高速化させることを目的とする。

本発明の記録再生装置は、データが記録された媒体である第１の媒体からデータを読み出す駆動部と、駆動部を制御する駆動部制御部とを備えた。また、第１の媒体に記録されたデータの量と同等の量のデータを格納可能であり、データが読み書きされる速度が第１の媒体よりも高速である第２の媒体と、第２の媒体へのデータの読み書きを制御する第２の媒体制御部とを備えた。その上で、駆動部における第１の媒体のローディング動作の直後に第１の媒体に記録されたすべてのデータの読み出しを開始させ、第１の媒体から読み出したデータを第２の媒体に記憶させるようにした。また、データの読み出し中に読み出し要求が入力された場合には、読み出し要求により指定された位置にあるデータを、前記第２の媒体、前記第１の媒体の順に検索して読み出し、入出力部に出力するようにした。入出力部への出力完了後には、第１の媒体からのデータの読み出しを出力が完了した位置から再開させるようにした。

このようにしたことで、第１の媒体のローディング動作の直後に第１の媒体に記録されたすべてのデータが読み出され、第２の媒体に記憶されるようになる。そして、データの読み出し要求が入力された場合で、読み出し要求により指定された位置のデータが第２の媒体にある場合には、アクセスをより高速に行える第２の媒体からデータが読み出されるようになる。

また、第１の媒体からデータを読み出し第２の媒体へ書き込み動作中に読み出し要求を受け付けた場合に、読み出し要求により指定された位置のデータがすでに記憶した第２の媒体に無い場合には、第１の媒体からデータを読み出し第２の媒体へ書き込む動作が中断される。そして、第１の媒体の読み出し要求により指定された位置のデータにより読み出し要求への応答が行われる。同時に、読み出し要求により指定された位置のデータから第２の媒体へ書き込みを再開する。

さらに、読み出し要求への応答完了後には、第１の媒体から読み出していた位置から継続して第１の媒体からデータを読み出して第２の媒体へ書き込む動作が行われる。この様に、読み出し要求に応答することにより、第１の媒体からデータを読み出し第２の媒体へ書き込むデータの位置を不連続になった場合には、第１の媒体のデータを最終位置まで読み出し第２の媒体へ書き込みが完了した時点で、読み出されていない第１の媒体のデータの位置へ移動して第１の媒体からデータを読み出され第２の媒体に書き込まれる。この様にして第１の媒体のデータがすべて第２の媒体に書き込まれる。

本発明によると、第１の媒体に記録されたすべてのデータが第２の媒体に記憶される。そして、第２の媒体へのデータの記憶が完了した後にデータの読み出し要求受け付けた場合には、第２の媒体からデータが読み出されるため、データへのアクセス速度が向上する。

また、第１の媒体からのデータの読み出し中であっても、読み出し要求の受け付け時には読み出し要求への応答が行われるため、読み出し要求に対する応答を、第１の媒体からデータを読み出し第２の媒体へ書き込みの動作完了時点まで待つ必要がなくなる。

さらに、読み出し動作の中断時には、読み出し要求により指定された位置のデータを第１の媒体から読み出し、読み出し要求に応答すると同時に第２の媒体へ書き込み動作が行われる。また読み出し要求応答完了後も読み出していた位置から読み出しが継続されるため、第２の媒体へ書き込まれるデータの読み出しが、効率的に行われるようになる。

本発明の一実施の形態による記録再生装置の内部構成例を示すブロック図である。 本発明の一実施の形態によるディスクドライブ装置における動作の例を示す説明図である。 本発明の一実施の形態によるディスクドライブ装置における動作の例を示す説明図である。 本発明の一実施の形態によるディスクドライブ装置における動作の例を示す説明図である。 本発明の一実施の形態によるディスクドライブ装置におけるシーク動作判断の例を示す説明図であり、（ａ）はシーク動作を行う場合の例を示し、（ｂ）はディスクからの読み出し動作を継続する場合の例を示す。 本発明の一実施の形態によるシーケンス分析の例を示す説明図であり、（ａ）は領域Ａ→領域Ｂの順に読み出した方が早い場合の例を示し、（ｂ）は領域Ｂ→領域Ａの順に読み出した方が早い場合の例を示す。 本発明の一実施の形態によるディスクのローディング処理の例を示すフローチャートである。 本発明の一実施の形態によるＴＯＣ部分の読み出し処理の例を示すフローチャートである。 本発明の一実施の形態によるホストＰＣからの読み出し要求受け付け時における処理の例を示すフローチャートである。 本発明の一実施の形態によるディスク全容量読み出し処理の例を示すフローチャートである。 本発明の一実施の形態による指定アドレスへのシーク動作の例を示すフローチャートである。 本発明の一実施の他の例（１）による記録再生装置の構成例を示すブロック図である。 本発明の一実施の他の例（１）によるキャッシュメモリへのデータ書き込みの例（１）を示す説明図である。 本発明の一実施の他の例（１）によるキャッシュメモリへのデータ書き込みの例（２）を示す説明図である。 本発明の一実施の他の例（１）によるキャッシュメモリを使用したデータ再生処理の例を示す説明図である。 従来における複数枚ディスクの再生処理を示す説明図である。 本発明の一実施の他の例（２）による書き込み可能ディスクを用いた場合の書き込み処理の例を示す説明図である。 本発明の一実施の他の例（２）によるディスク全容量読み出し処理の例を示すフローチャートである。 本発明の一実施の他の例（２）によるホストＰＣからの読み出し要求受け付け時における処理の例を示すフローチャートである。 本発明の一実施の他の例（２）によるディスク排出処理の例を示すフローチャートである。 本発明の一実施の他の例（３）による記録再生装置の内部構成例を示すブロック図である。

以下、本発明の実施の形態（以下、本例とも称する）を、以下の順序で説明する。
１．一実施の形態（読み取り専用ディスクからデータを読み取りキャッシュメモリに記憶する例）
２．一実施の形態の変形例１（複数枚のディスクのデータを読み取りキャッシュメモリに記憶する例）
３．一実施の形態の変形例２（書き込み可能なディスクへの読み書きを行う例）
４．一実施の形態の変形例３（キャッシュメモリとしてメモリカードを使用する例）

＜１．一実施の形態＞
［記録再生装置の構成例］
図１は、本実施の形態の例が適用される記録再生装置１００の構成例を示したブロック図である。図１に示した記録再生装置１００は、ホストＰＣ１０と、ディスクドライブ装置２０とで構成される。ディスクドライブ装置２０は、リムーバブルディスク（第１の媒体）１内に記録されたデータを読み出す装置であり、その読み出しは、ホストＰＣ１０からのデータ読み出し要求に応じて行われる。

まず、ホストＰＣ１０の構成から先に説明する。ホストＰＣ１０には、制御部１１と、ディスクドライブ装置Ｉ／Ｆ（Interface）部１２と、記憶部１３と、表示部１４と、操作入力部１５とが含まれる。

制御部１１は、ＣＰＵ（Central Processing Unit）等よりなり、ホストＰＣ１０の各部を制御する。また、データの読み出し要求を生成してディスクドライブ装置２０に供給することも行う。ディスクドライブ装置Ｉ／Ｆ部１２は、ディスクドライブ装置２０に読み出し要求を送信したり、ディスクドライブ装置２０から送信されたデータを受信したりする処理を行う。

記憶部１３は、例えばＨＤＤ（Hard Disk Drive）等で構成され、ディスクドライブ装置２０によって読み出されたデータ等が格納される。表示部１４は、例えばＬＣＤ（Liquid Crystal Display）や有機ＥＬ（Electro Luminescence）等よりなり、ディスク１から読み出したデータや記憶部１３から読み出したデータを表示する。操作入力部１５は、例えばマウスやキーボード等（いずれも図示略）よりなり、ユーザからの操作入力を受け付ける。そして、受け付けた操作入力内容に応じた操作信号を生成して制御部１１に供給する。

次に、ディスクドライブ装置２０の構成について説明する。ディスクドライブ装置２０には、ディスク駆動部２１と、ディスク制御部２２と、キャッシュメモリ２３（第２の媒体）と、メモリ制御部２４と、ホストＰＣＩ／Ｆ部２５と、ストレージ制御部２６と、ディスクキャッシュアクセス制御部２７とが含まれる。

ディスク駆動部２１は、図示しない光ピックアップとサーボ回路等を有し、トレイ（図示略）に挿入されたリムーバブルディスク１を回転させて光ピックアップを所定の位置に移動させることにより、リムーバブルディスク１へのデータの読み書きを行う。

リムーバブルディスク１とは、例えばＣＤ（Compact Disc）やＤＶＤ（Digital Versatile Disc）、ＢＤ（Blu-ray（登録商標）Disc）等よりなる媒体である。以下の説明においては、単にディスク１とも称するものとする。本実施の形態では、リムーバブルディスク１として読み出し専用のものを用いており、そのデータ記録領域には、オーディオデータやビデオデータ、アプリケーションのインストーラ、ゲームのアプリケーション部分やデータソース等が記録されているものとする。

ディスク制御部２２は、ホストＰＣ１０から読み出し要求が出力された場合に、ディスク駆動部２１の光ピックアップのヘッドをディスク１上の目的の位置まで移動（シーク）させる制御を行う。また、ディスク１がディスクドライブ装置２０に挿入されたときには、ディスク駆動部２１にローディング動作を行わせる。本例におけるディスク制御部２２は、ローディング後にディスク１のリードイン内の情報が読み込まれた後も、引き続きディスク１内のすべてのデータを読み込ませる制御を行う。この場合のデータの読み出しは、ファイル単位ではなく連続したセクタ単位で、かつセクタアドレスにより示される順に行わせる。このときの読み出しは、最高速のドライブ速度で行わせるものとする。

キャッシュメモリ２３は、データの読み書き速度がディスク１よりも高速であるＳＲＡＭ（Static Random Access Memory）等の媒体で構成してあり、その容量はディスク１の容量とほぼ同等にしてある。なお、ディスクドライブ装置２０の電源オフ時やディスク１のイジェクト後もデータを保持させるために、キャッシュメモリ２３としてフラッシュメモリを用いるようにしてもよい。メモリ制御部２４は、キャッシュメモリ２３へのデータの読み書きを制御する。

入出力部としてのホストＰＣＩ／Ｆ部２５は、ホストＰＣ１０との間でやりとりされるデータを送受信するものであり、データバスＢ１を介してディスク制御部２２と、データバスＢ２を介してメモリ制御部２４と接続されている。ストレージ制御部２６は、ホストＰＣ１０に対する応答を行う。

ディスクキャッシュアクセス制御部２７は、ホストＰＣ１０から送信される読み出し要求の内容に応じて、ディスク制御部２２とメモリ制御部２４のいずれを制御すべきか判断し制御する。例えば、読み出し要求によって読み出しが指定されたデータがキャッシュメモリ２３中に存在しなかった（ヒットしなかった）場合は、ディスク制御部２２を制御してディスク１からデータを読み込ませる。

このような制御を行うために、ディスクキャッシュアクセス制御部２７では、以下のような情報を記憶・管理する。
・ディスク１の読み出し状況を示すフラグ（No Read；未読み出し／Reading；読み出し中／Completed；読み出し完了）
・ディスク１のデータ有効サイズ（Start addr；開始アドレス／End addr；終了アドレス）
・キャッシュメモリ２３へ読み出した各エリア（領域）内のデータ記憶領域のアドレス情報（Start addr-End addr）
・現在読み出し中のアドレスの情報（Start addr；読み出し開始アドレス-Reading addr；読み込み中アドレス）

これらの情報は、ディスク１のリードイン部分から読み出したＴＯＣ（Table Of Contents）に基づいて作成される。なお、データが書き込まれた領域の情報を管理する代わりに、データ未読み出し（ホストＰＣ１０からの読み出し要求により書き込みが飛ばされた）領域の情報を管理するようにしてもよい。もしくは、データの開始アドレスと終了アドレスの情報のみを管理しておくようにし、未読み出し領域は計算により算出するようにしてもよい。

［記録再生装置の動作例の概要］
次に、図２及び図３を参照して、本例の記録再生装置１００の動作例の概要について説明する。図２及び図３において、横軸は時間を示し、縦軸はキャッシュメモリ２３内のデータ量（メモリ空間上の位置）を示す。縦軸の下端がアドレスの開始点であり、上端が終了地点である。

図２は、ディスク１の全容量読み出しが開始してから完了するまでの間に、ホストＰＣ１０から読み出し要求が行われなかった場合の例を示したものである。まず、ディスクドライブ装置２０にディスク１が挿入されたことが検知されると（図中の横軸の左端の地点）、ディスク制御部２２（図１参照）の制御に基づいてディスク１のリードイン内のデータが読み込まれる。そして、リードイン内のデータの読み込み完了後も、ディスク１内のデータの読み出しが全容量に到達するまで継続して行われる。このようにして読み出されたデータは、メモリ制御部２４による制御に基づいて、すべてキャッシュメモリ２３に書き込まれる。

キャッシュメモリ２３への書き込み完了後に、ホストＰＣ１０からの読み出し要求を受け付けると、ディスクキャッシュアクセス制御部２７（図１参照）によってメモリ制御部２４が制御される。そして、読み出し要求で指定されたデータがキャッシュメモリ２３から読み出される。

図３は、ディスク１の全容量読み出し動作中に、ホストＰＣ１０から読み出し要求が行われた場合の例を示したものである。まず、ディスクドライブ装置２０にディスク１が挿入されたことが検知されると（横軸の左端の地点）、ディスク制御部２２の制御に基づいてディスク１のリードイン内のデータが読み込まれる。そして、リードイン内のデータ読み込みが完了した直後も、ディスク１内のデータの読み出し及びキャッシュメモリ２３への書き込みが継続される。

ここで、ホストＰＣ１０から出力された読み出し要求を受け付けると、読み出し要求中で指定された位置へのシークが行われる。ここでの上向きの破線で示した矢印はディスク１のアドレス上の移動アドレス差を示し、右向きの矢印がシーク時間を示す。シークによりピックアップが目的の位置に到達した後は、読み出し要求で指定された範囲のデータが読み出されて、ホストＰＣＩ／Ｆ部２５を介してホストＰＣ１０に転送される（読み出し要求への応答）。これと同時に、ディスク１から読み出されたデータのキャッシュメモリ２３への書き込みも行われる。なお、以降の説明ではホストＰＣ１０からの要求に対する応答を、アクセス応答と称する。例えば、ホストＰＣ１０から書き込み要求が送信された場合の応答も、同様にアクセス応答と称する。

アクセス応答後は、ディスク１のデータの読み出しが、応答が完了した地点から再開され、アドレスの終了地点まで継続される。アドレスの終了地点まで読み出しが行われた後は、読み出し要求によって読み出しが中断された箇所までシークが行われる。そして、読み出しが行われていなかった箇所における読み出し及びキャッシュメモリ２３への書き込みが行われる。このような動作が行われることにより、ディスク１内のすべてのデータがキャッシュメモリ２３に書き込まれる。

キャッシュメモリ２３へのデータ書き込み完了後に、ホストＰＣ１０からの読み出し要求を受け付けると、ディスクキャッシュアクセス制御部２７（図１参照）によってメモリ制御部２４が制御される。そして、読み出し要求で指定されたデータがキャッシュメモリ２３から読み出される。

図４は、上述したデータの全容量読み出し処理を、キャッシュメモリ２３のメモリ空間上のアドレスの位置によって説明した図である。図４の横軸は、キャッシュメモリ２３のメモリ空間上の位置を示しており、左端がアドレスの開始地点、右端がアドレスの終了地点を指す。

キャッシュメモリ２３内には、制御データ格納領域２３ａ１とディスクデータ書き込み領域２３ａ２とが設けられている。ディスクデータ書き込み領域２３ａ２には、ディスク１から読み出されたデータが、ディスク１内でのデータの並び順通りに記憶されていくものとする。すなわち、キャッシュメモリ２３のメモリ空間は、ディスク１におけるアドレス空間と対応付けてあるものとする。

図４において、ディスク１から読み出したデータをアドレスＡｄ１まで書き込んだ時点で、ホストＰＣ１０からの読み出し要求を受け付けると、ディスクドライブ装置２０では、読み出し要求中で指示されたディスク１内の地点までシークが行われる。すなわち、読み出し要求を受け付けたアドレスＡｄ１の地点から、読み出し要求対象データの開始地点であるアドレスＡｄ２の地点までは、データが書き込まれないことになる。

なお、読み出し要求の受け付け時には、実際には、読み出し要求中で指定された位置へのシークを行うか、読み出し要求中で指定された位置に到達するまでディスク１の読み出しを継続させる（アクセス応答を後回しにする）かの判断が行われる。シーク動作を先に行うか否かの判断の詳細については、次の図５を参照して後述する。

シーク完了後には、読み出し要求で指定された範囲のデータがディスク１から読み出され、キャッシュメモリ２３のアドレスＡｄ２からアドレスＡｄ３までの範囲に書き込まれる。読み出し要求により読み出されたデータが書き込まれた後は、応答を行った位置から続けてディスク１の読み出しが再開され、キャッシュメモリ２３への書き込みも、アドレスＡｄ３の位置から再開される。ディスク１からの読み出しが、ディスク１の読み出し境界点まで到達し、読み出されたデータがキャッシュメモリ２３のアドレスＡｄ４の地点まで書き込まれると、続いてディスクキャッシュアクセス制御部２７（図１参照）によって「シーケンス分析」が行われる。

シーケンス分析とは、次にディスク１から読み出すべき領域の分析である。図４に示した例では、キャッシュメモリ２３に書き込まれていない領域は１箇所のみなので、シーケンス分析により、この領域が次に読み出す領域として決定される。シーケンス分析については図６を参照して後述する。

シーケンス分析により読み出しが決定された領域のデータは、図４に示した例においては、キャッシュメモリのアドレスＡｄ１からアドレスＡｄ２までの範囲に書き込まれる。これにより、ディスク１のデータ記録領域内に記録されたすべてのデータが、キャッシュメモリ２３のディスクデータ書き込み領域２３ａ２に書き込まれたことになる。

次に、図５を参照して、ホストＰＣ１０からの読み出し要求受け付け時に行われる、シーク動作実行／読み出し動作続行の判断について説明する。図５（ａ）はホストＰＣ１０からの読み出し要求受け付け時にシーク動作を行う場合の例を示し、図５（ｂ）は読み出し要求受け付け時にはシーク動作をせず、そのまま読み出しを継続する場合の例を示す。図５においても横軸はキャッシュメモリ２３のメモリ空間上の位置を示しており、ディスク１におけるアドレス空間と対応付けてあるものとする。

読み出し要求受け付け時にシーク動作を行うか否かは、シーク動作を実行した場合にかかる時間Ｔｓと、そのままディスク１の読み出しを継続した場合に要する時間Ｔｄに基づいて決定する。すなわち、両方の時間のうち、時間が短い方のルートが採用される。時間Ｔｄ及び時間Ｔｓは、以下の情報等に基づいて計算される。
・現在読み出し中の位置情報（Current addr）
・読み出し要求中で指定された目的の位置情報（Destination addr）
・シークタイム（Address difference）
・読み出し速度（Address difference）

図５（ａ）に示した例は、読み出し要求の受け付け時に読み出していた地点と、読み出し要求中で指定された地点とがディスク１のアドレス空間上で離れている。この場合は、時間Ｔｄ＞時間Ｔｓとなる。よってシーク動作を行った方が早いと判断できるため、シーク動作が先に行われる。

図５（ｂ）に示した例は、読み出し要求の受け付け時に読み出していた地点と、読み出し要求中で指定された地点とがディスク１のアドレス空間上で比較的近接している。この場合は、時間Ｔｄ＜時間Ｔｓとなる。従って、継続してディスク１からの読み出しを続けた方が早いと判断できるため、読み出し動作が継続される。

次に、図６を参照して、シーケンス分析の詳細について説明する。図６は、ディスク１からのデータの読み出しが、ディスク１の読み出し境界点まで到達した時点で、次にどの領域を読み出すべきかを判断する状況を示したものである。ホストＰＣ１０からの読み出し要求が過去に２回あり、ディスク１からまだ読み出しされていない（キャッシュメモリ２３に書き込まれていない）領域が２箇所（領域Ａ及び領域Ｂ）ある場合を想定している。図６においても横軸はキャッシュメモリ２３のメモリ空間を示しており、ディスク１におけるアドレス空間と対応付けてあるものとする。

図６の例におけるシーケンス分析では、まず、領域Ａ→領域Ｂの順にデータを読み出した場合の所要時間Ｔａｂと、領域Ｂ→領域Ａの順にデータを読み出した場合の所要時間Ｔｂａとを算出する。図６の（ａ）と（ｂ）のいずれにおいても、所要時間Ｔａｂは、（境界点から領域Ａまでのシーク時間Ｔａｂ１）＋（領域Ａのデータの読み出し時間Ｔａｂ２）＋（領域Ｂへのシーク時間Ｔａｂ３）＋（領域Ｂのデータの読み出し時間Ｔａｂ４）で求められる。

所要時間Ｔｂａは、（境界点から領域Ｂまでのシーク時間Ｔｂａ１）＋（領域Ｂのデータの読み出し時間Ｔｂａ２）＋（領域Ａへのシーク時間Ｔｂａ３）＋（領域Ａのデータの読み出し時間Ｔｂａ４）で求められる。

これらの所要時間は、以下の情報等に基づいて計算される。
・現在読み出し中の位置情報（Current addr）
・読み出し必要領域（１番目の領域の開始アドレス及び終了アドレス，２番目の領域の開始アドレス及び終了アドレス，…，ｎ番目の領域の開始アドレス及び終了アドレス）
・シークタイム（Address difference）
・読み出し速度（Address difference）

図６（ａ）に示した例では、所要時間Ｔａｂ＜所要時間Ｔｂａとなるため、領域Ａ→領域Ｂの順にデータを読み込むシーケンスが組まれる。一方、図６（ｂ）に示した例では、所要時間Ｔａｂ＞所要時間Ｔｂａとなるため、領域Ｂ→領域Ａの順にデータを読み込むシーケンスが組まれる。

［記録再生装置の動作例の詳細］
次に、図７〜図１１のフローチャートを参照して、記録再生装置１００の動作（処理）の例について下記の順序で説明する。
（１）ディスクローディング処理
（２）ディスク１のＴＯＣ（インデックス）部分の読み出し処理
（３）ホストＰＣからの読み出し要求受け付け時の処理
（４）ディスク１のデータ全容量読み出し処理
（５）読み出し要求中で指定された指定アドレスへのシーク処理

（１）ディスクローディング処理
図７において、まずディスクドライブ装置２０においてディスク１の挿入が検知されたか否かが判断され（ステップＳ１）、検知されない場合には、ディスク１の排出状態であると判断されてステップＳ１に戻る。ディスク１の挿入が検知された場合には、ディスク駆動部２１によるディスクローディング動作が行われる（ステップＳ２）。

続いて、ディスク１のリードイン内のデータが読み込まれ（ステップＳ３）、読み込まれたデータに基づいて、ディスク１の種類やサイズ、ＩＤの識別及び判別が行われる（ステップＳ４）。次に、ディスク駆動部２１（図１参照）によりアクセス可能な適正なディスク１がロードされたか否かが判断され（ステップＳ５）、適正なディスク１でなかった場合にはディスクが排出され（ステップＳ６）、ステップＳ１に戻る。

適正なディスク１がロードされたと判断された場合は、メモリ制御部２４（図１参照）の制御に基づいて、キャッシュメモリ２３内に、ローディングされたディスク１に対応する書き込み領域の確保及び書き込みの準備が行われる（ステップＳ７）。

（２）ディスク１のインデックス部分の読み出し処理
次に、ローディング処理によりディスク１のリードインからＴＯＣ部分を読み出す処理の例について、図８のフローチャートを参照して説明する。

まずディスク制御部２２（図１参照）によって、ディスク１の読み出し先頭アドレスが設定される（ステップＳ１１）。そして、キャッシュメモリ２３においても、メモリ制御部２４の制御に基づいて、ディスク１に対応するメモリアドレス設定及び書き込みの準備が行われる（ステップＳ１２）。

続いて、ディスク駆動部２１によってディスク１の高速読み出し動作が開始され（ステップＳ１３）、ステップＳ１１で設定されたアドレスからデータの読み出しが開始される（ステップＳ１４）。これにより、ＴＯＣ（インデックス）部分が読み出される（ステップＳ１５）。読み出されたＴＯＣの情報はキャッシュメモリ２３にも転送され、書き込まれる（ステップＳ１６）。

この後、ディスクドライブ装置２０からホストＰＣ１０に対して、新しく有効な（適正な）ディスク１が挿入された事が通知され（ステップＳ１７）、ホストＰＣ１０において、ＴＯＣ部分の読み込み、ディスク１の認識及びマウントが行われる（ステップＳ１８）。さらに、ディスクドライブ装置２０では、ホストＰＣ１０からの読み出し要求受け付けが開始される（ステップＳ１９）。

（３）ホストＰＣからの読み出し要求受け付け時の処理
次に、図９のフローチャートを参照して、ホストＰＣ１０からの読み出し要求受け付け時の処理の例について説明する。

まず、ホストＰＣ１０からディスク１の読み出し要求が送信されると（ステップＳ２１）、ディスクキャッシュアクセス制御部２７（図１参照）において、要求されたアドレスがキャッシュメモリ２３上に存在するかが確認される（ステップＳ２２）。要求されたアドレスがキャッシュメモリ２３上に存在した場合には、要求されたアドレスにあるデータがキャッシュメモリ２３から読み出され（ステップＳ２３）、読み出されたデータによるホストＰＣ１０へのアクセス応答が行われる（ステップＳ２４）。そして、アクセス応答によりキャッシュメモリ２３から送信されたデータが、ホストＰＣ１０によって受け取られる（ステップＳ２５）。

ステップＳ２２で、ホストＰＣ１０から読み出しが要求されたアドレスがキャッシュメモリ２３上に存在しないと判断された場合には、ディスク制御部２２で、「読み出し要求あり」の設定が行われる（ステップＳ２６）。そして、読み出し要求により指定されたアドレスのデータがディスク駆動部２１によって読み込まれるまで、そのまま待機状態となる（ステップＳ２７）。

待機状態において、光ピックアップが読み出し要求により指定された位置に到達したか否かが判断され（ステップＳ２８）、到達していない場合には、ステップＳ２７に戻る。到達したと判断された場合には、読み出し要求により指定された位置のデータがディスク１から読み出され（ステップＳ２９）、読み出されたデータで、ホストＰＣ１０へのアクセス応答が行われる（ステップＳ３０）。読み出されたデータは、アクセス応答されるとともにキャッシュメモリ２３にも送信され、キャッシュメモリ２３において、ディスク１から読み出されたデータの書き込みが行われる（ステップＳ３１）。

（４）ディスク１のデータ全容量読み出し処理
次に、図１０のフローチャートを参照して、ディスク１のデータ全容量読み出し処理について説明する。

まず、ディスク制御部２２において、「ディスク読み出し単位ブロック」が設定される（ステップＳ４１）。「ディスク読み出し単位ブロック」とは、ディスク１から読み出すデータの単位であり、セクタ単位やブロック単位等に設定される。「ディスク読み出し単位ブロック」が設定された後は、キャッシュメモリ２３においても、ディスク１に対応するメモリアドレス設定及び書き込みの準備が行われる（ステップＳ４２）。

続いて、ディスク駆動部２１によって「ディスク読み出し単位ブロック」毎にデータが読み出され（ステップＳ４３）、読み出されたデータはキャッシュメモリ２３にも転送される。そしてキャッシュメモリ２３において、メモリ制御部２４の制御に基づいて、ディスク１から読み出されたデータの書き込みが行われる（ステップＳ４４）。

次に、ディスクキャッシュアクセス制御部２７によって、ホストＰＣ１０からの読み出し要求を受け付けたが判断される（ステップＳ４５）。要求を受け付けていない場合には、ディスク１からの読み出し位置が、ディスク読み出しの境界点に到達したか否かが判断される（ステップＳ４６）。読み出しがディスク読み出しの境界点に到達したと判断された場合には、ディスク１の全容量の読み出しが完了したか否かが判断され（ステップＳ４７）、全容量の読み出しが完了したと判断された場合には、処理は終了となる。

ディスク１の全容量の読み出しが完了していないと判断された場合には、シーケンス分析が行われる（ステップＳ４８）。そして、シーケンス分析により次の読み出し先として決定された領域が、シーク先として設定される（ステップＳ４９）。そして、シーク先に指定された指定アドレスへのシーク動作が行われ（ステップＳ５０）、シーク動作の完了後には、ディスク１の読み出し先をシークが完了したアドレスに設定する処理が行われる（ステップＳ５１）。

ステップＳ４５で、ホストＰＣ１０からの読み出し要求があったと判断された場合には、読み取りが要求されたデータの読み取る際にシーク動作が必要となるか否かが判断される（ステップＳ５２）。シーク動作が必要でないと判断された場合には、ディスク１の読み出し先を次のアドレスに設定する処理が行われ（ステップＳ５４）、引き続きデータの読み出しを続けられる。ここでのデータの読み出し処理は、図９のステップＳ２９の処理に該当する。

ステップＳ５２で、シーク動作が必要であると判断された場合には、読み出し要求により指定された位置をシーク先に設定する処理が行われ（ステップＳ５３）、指定アドレスへのシーク動作が行われる（ステップＳ５０）。

（５）読み出し要求中で指定された指定アドレスへのシーク処理
次に、図１１のフローチャートを参照して、読み出し要求中で指定された指定アドレスへのシーク動作の例について説明する。

まず、図１０のステップＳ５３で、読み出し要求により指定された位置をシーク先に設定する処理が行われた場合、もしくはシーケンス分析により次の読み出しアドレス区間（領域）へシークする場合には、ディスク制御部２２によって、ディスク１の全容量読み出し動作の仕掛かりを退避する処理が行われる（ステップＳ６１）。そして、シーク先に設定された指定アドレスへのシーク動作が行われ（ステップＳ６２）、シーク動作の完了後に、ディスク全容量読み出しの仕掛かりが再設定される（ステップＳ６３）。そして、ディスク１の高速読み出し処理が再開される（ステップＳ６４）。

［実施の形態による効果］
上述した実施の形態によれば、ディスク１のローディング後にディスク１内のすべてのデータがキャッシュメモリ２３上に記憶される。そして、全容量の記憶完了後は、ホストＰＣ１０からの読み出し要求受け付け時には、キャッシュメモリ２３からデータの読み出しが行われる。これにより、読み出し要求に基づくディスク１のシーク動作が発生しなくなるため、読み出しの処理を高速化することができる。

またこのように構成してあることにより、読み込み要求で指定されるアドレスがランダムな並びであった場合にも、読み出しが高速に行われるようになる。

また、シーク動作する場合を除いて、ディスク１の全容量読み出しを連続したアドレスで最高速で行うようにしてあるため、キャッシュメモリ２３への書き込みが短時間で完了する。

また、上述した実施の形態によれば、ディスク１の全容量をキャッシュメモリ２３にコピーしている最中にホストＰＣ１０より読み出し要求がされた場合にも、ホストＰＣ１０へのアクセス応答が行われる。これにより、ディスク１の全容量読み出し動作がすべて完了した後にアクセス応答が行われる場合と比較して、読み出し要求発生からデータ読み出しまでの時間が短縮される。

また、上述した実施の形態によれば、ディスク１の全容量の読み出し中にホストＰＣ１０より読み出し要求がされた場合に、シーク動作実行とデータ読み出し動作継続のいずれかの動作が状況に応じて選択される。これにより、読み出し要求への応答を行いながら、効率的にディスク１内のデータがキャッシュメモリ２３に転送されるようになる。

また、上述した実施の形態によれば、ディスク１からデータを読み出している最中であっても、読み出し要求データがキャッシュメモリ２３上に既に転送済みである場合には、読み出し要求に対するアクセス応答が高速に行われるようになる。

また、上述した実施の形態によれば、比較的安価なディスク１を保存やアーカイブ目的で使用しつつ、目的のデータへのアクセス速度をキャッシュメモリ２３の使用により高速化することができる。

また、キャッシュメモリ２３をフラッシュメモリで構成することにより、電源がオフされたときやディスク１がディスクドライブ装置２０からイジェクトされた後にも、ディスク１から読み出したデータをキャッシュメモリ２３上に保持できるようになる。

上述した実施の形態は、以下のような装置への適用が特に有用であると考えられる。
・ホストＰＣ１０上のＯＳによる制御又はアプリケーションの動作により、必要なデータをディスク１からその都度読み取る装置。
・ディスク１に記録されたすべてのデータが、ホストＰＣ１０によって読み取られる装置。
・ホストＰＣ１０に対するユーザからの指示に応じて、ディスク１からデータが読み取られる装置。

また、下記のような装置においては、アプリケーションを対応させることによって本発明を適用することができ、以下のような効果を得ることができる。
・（対象装置）ビデオコンテンツが記録されたディスク１を再生する装置。
（効果）ビデオコンテンツをキャッシュメモリ２３上にすべて転送することによる、早送りや巻き戻し操作、ジョグ再生操作に対する反応の高速化。
・（対象装置）オーディオコンテンツが記録されたディスク１を再生する装置。
（効果）オーディオテンツをキャッシュメモリ２３上にすべて転送することにより、ジョグオーディオ動作が滑らかになる。

なお、上述した実施の形態ではキャッシュメモリ２３をディスクドライブ装置２０内に設けた例を挙げたが、本例のように読み出しのみを行う場合には、キャッシュメモリ２３をホストＰＣ１０側に設けるようにしてもよい。

また、上述した実施の形態では、ディスク１のローディング後にディスク１内のデータをキャッシュメモリ２３に自動的に書き込むようにしてあるが、これに限定されるものではない。すなわち、キャッシュメモリ２３へのデータの書き込みをロックする機能を持たせることにより、ディスク１内のデータと、既にキャッシュメモリ２３上に記憶済みのデータの両方へのアクセスを可能とするようにしてもよい。

２．一実施の形態の変形例１
次に、複数枚のディスクのデータを読み取り記憶する例（変形例１）について、図１２〜図１５を参照して説明する。図１２は、複数枚のディスク１内のデータをキャッシュメモリ２３に記憶する場合の記録再生装置１００の構成例を示したものである。図１と対応する箇所には同一の符号を付してあり、詳細な説明は省略する。

図１２は、ディスク１ａ〜ディスク１ｄ内に記憶されたデータのキャッシュメモリ２３への書き込みが既に完了しており、ディスク駆動部２１がディスク１ｅの読み出しを行っている状態を示したものである。

キャッシュメモリ２３内には、ディスク１から読み出したデータが、読み出した順に記憶されている。図１２に示した例では、ディスク１ａのデータＤｔ１、ディスク１ｂのデータＤｔ２、ディスク１ｃのデータＤｔ３、ディスク１ｄのデータＤｔ４、ディスク１ｅのデータＤｔ５が、この並び順に記憶されている。

キャッシュメモリ２３へのデータの記憶方式としては、キャッシュメモリ２３に予めディスク１の記憶可能領域単位で区分領域を設けておく方式や、ディスク１の各記録長単位で記録領域を可変長とする方式等が考えられる。以降の説明では、前者の方式を「ディスク対応容量固定長方式」、後者の方式を「ディスク対応容量可変長」と称する。

図１３は、ディスク対応容量固定長方式の例を示したものであり、横軸はキャッシュメモリ２３のメモリ空間上の位置を示している。５枚分のディスク１内のデータを格納できるように、キャッシュメモリ２３の全領域を、区分領域Ａｒ１〜区分領域Ａｒ５の５つの領域に分割してある。そして、ディスク駆動部２１（図１，図１２参照）によって読み取られた各ディスク１のデータが、区分領域Ａｒ１から順にディスク１の単位で書き込まれていく。

図１３では、区分領域Ａｒ１にはディスク１ａのデータＤｔ１が書き込まれており、区分領域Ａｒ２にはディスク１ｂのデータＤｔ２が書き込まれている。同様にして、区分領域Ａｒ３にはデータＤｔ３が、区分領域Ａｒ４にはデータＤｔ４が、区分領域Ａｒ５にはデータＤｔ５が記憶されている。ディスク対応容量固定長方式では、格納するデータの量が区分領域Ａｒの収容容量よりも小さい場合にも、空いている領域に次のディスク１のデータを記憶させることは行わず、領域を空けたままにしておく。

図１３に示した例において、６枚目のディスク１がディスク駆動部２１によって読み込まれた場合には、区分領域Ａｒ１〜区分領域Ａｒ５のうちいずれかの区分領域Ａｒのデータが上書きされる。どの区分領域Ａｒを上書きするかの決定は、各区分領域Ａｒに記憶されているデータの保存価値を基準に行う。例えば、ホストＰＣ１０（図１，図１２参照）からの読み出し回数の少ないデータが記憶されている区分領域Ａｒや、アクセスされた日時が最も古いデータが記憶されている区分領域Ａｒから順に選択するようにする。

読み出し回数の少ない順にデータを上書きする場合で、所定の指定時間内での読み出しＲの回数が下記の通りである場合には、次に読み出されたデータを記憶する領域として選択されるのは、指定時間内に一度も読み出されていない区分領域Ａｒ４となる。
区分領域Ａｒ１：Ｒ，Ｒ，Ｒ
区分領域Ａｒ２：Ｒ，
区分領域Ａｒ３：Ｒ，
区分領域Ａｒ４：
区分領域Ａｒ５：Ｒ，Ｒ，Ｒ

この方式によれば、区分領域Ａｒの場所でディスク１を特定することができるため、不要となったデータを、区分領域Ａｒを指定することによりランダムに消去（上書き）することができる。

図１４は、ディスク対応容量可変長方式の例を示したものであり、横軸はキャッシュメモリ２３のメモリ空間の位置を示している。ディスク１ａ〜ディスク１ｄに格納されたデータＤｔ１〜データＤｔ５が、読み取りが行われた順に、間隔を空けることなく記憶されている状態が示されている。この状態で次にディスク１が読み取られると、読み取られたデータＤｔ６はキャッシュメモリ２３のデータ記憶可能領域の最後尾の部分から書き込まれる。そして、最後尾部分に書き込み切れない残りの部分は、データ記憶可能領域の先頭部分から上書きで記憶される。すなわち、データ記憶可能領域がループ状に構成され、データの書き込みがＦＩＦＯ（First In First Out）方式で行われる。

この方式によれば、キャッシュメモリ２３のメモリ使用効率を向上させることができる。

次に、図１５を参照して、複数枚のディスク１内のデータを記憶して連続して再生させる場合の例について説明する。図１５において、図１，図１２と対応する箇所には同一の符号を付してある。ディスク１ａには再生データＤｔｐ１と再生データＤｔｐ２が記録されており、ディスク１ｂには再生データＤｔｐ３と再生データＤｔｐ４が記録されている。またキャッシュメモリ２３内には、データ記憶可能領域Ａｒ１０とデータ記憶可能領域Ａｒ１０とが設けられている。

データ記憶可能領域Ａｒ１０には、ディスク駆動部２１によってディスク１ａから読み出された再生データＤｔｐ１と再生データＤｔｐ２が、ディスク１ａ内に記録されていた順番と同じ順番で記憶されている。またデータ記憶可能領域Ａｒ１１には、ディスク駆動部２１によってディスク１ｂから読み出された再生データＤｔｐ３と再生データＤｔｐ４が、同じくディスク１ｂに記録されていた順番と同じ順番で記憶されている。

キャッシュメモリ２３の各領域Ａｒに記憶された各再生データＤｔｐの情報は、ホストＰＣＩ／Ｆ部２５（図１，図１２参照）を通してホストＰＣ１０にも転送される。そしてホストＰＣ１０において、ディスクドライブ装置２０から転送された情報に基づいて再生リストが生成される。再生リストには、キャッシュメモリ２３に記憶された再生データＤｔｐ１〜再生データＤｔｐ４の情報が、記憶順序情報とともに記載されているものとする。

このような状態において、ディスク１ａ内のデータ及びディスク１ｂ内のデータの再生指示がユーザ等によって入力されると、再生リストに基づいて再生（読み出し）要求が生成される。そして、生成された再生要求がホストＰＣＩ／Ｆ部を介してディスクドライブ装置２０に供給される。この要求に基づいてキャッシュメモリ２３から再生データＤｔｐ１〜再生データＤｔｐ４が順番に読み出されることにより、２枚のディスクに渡って記録されていた再生データＤｔｐ１〜再生データＤｔｐ４が、連続して再生されるようになる。

従来は、ディスク１ａとディスク１ｂの２枚に渡る再生データＤｔｐ１〜再生データＤｔｐ４を連続して再生する場合には、図１６に示すように、これらの再生データＤｔｐを一枚のディスク１ａｂに予め記憶させておく必要があった。そして再生は、このディスク１ａｂに記憶された再生データＤｔｐ１〜再生データＤｔｐ４を読み出すことにより行われていた。

これに対して、図１５に示した本例の方式によれば、再生用の新たなディスク１ａｂ等を作成することなく、異なるディスクにまたがって記録された各データを連続して再生させることができるようになる。

３．一実施の形態の変形例２
次に、書き込み可能なディスクへの読み書きを行う例（変形例２）について、図１７〜図２０を参照して説明する。図１７は、本例（変形例２）による書き込み可能ディスク１′へのデータ書き込みの例を示したものであり、図１に対応する箇所には同一の符号を付してある。キャッシュメモリ２３には、ディスク１′から読み取ったデータが記憶されており、記憶されたデータは、ホストＰＣ１０からの書き込み要求によって書き換えられるものとする。

図１７では、キャッシュメモリ２３内において、ホストＰＣ１０からの書き込み要求に応じて書き換えが行われた箇所を、書き換えブロックＤｔｗ１〜書き換えブロックＤｔｗ４として示してある。本例においては、このようにして書き換えられた箇所の情報を、ディスク１′をイジェクトする操作が行われたタイミングでディスク１′に再び書き込む処理を行う。

書き換えられた箇所の情報をディスク１′に反映させる際には、書き換えられた箇所の情報を用いてディスク１′全体を書き換えた方が早いのか、部分的に書き換えた方が早いのかがまず判断される。そして、データ再生時に光ピックアップ（図示略）がディスク１′の外周方向から内周方向に向けて、もしくはその逆方向のどちらかの一方向（シーケンシャル）に移動するように、書き換えブロックＤｔｗ１〜書き換えブロックＤｔｗ４が並び替えられる。最後に、並び替えられた各書き換えブロックが、上述したタイミングで選択された書き換え方式（全体又は部分）によって、ディスク１′に書き込まれる。

なお、本例では、ホストＰＣ１０からの書き込み要求によって書き換えられたキャッシュメモリ２３上のブロックＤｔｗを保護する処理が行われる。書き込み要求によって書き換えられたが、ディスク１にはまだ書き込まれていないデータが、他のデータにより上書きされてしまうことを防ぐためである。具体的には、ホストＰＣ１０からの書き換え要求によって書き換えられたブロックＤｔｗの情報を、キャッシュメモリ２３内の制御データ格納領域２３ａ１（図４参照）内に設けたキャッシュメモリ管理リスト（図示略）を用いて管理するようにしている。

次に、本例による記録再生装置１００の動作例について、図１８〜図２０のフローチャートを参照して以下の順序で説明する。
（１）ディスク１′のデータ全容量読み出し処理
（２）ホストＰＣからの書き込み要求受け付け時の処理
（３）ディスク１′の排出処理

（１）ディスク１′のデータ全容量読み出し処理
図１８は、ディスク１′のデータ全容量読み出し処理の例を示したものである。まず、ディスク制御部２２（図１参照）において、「ディスク読み出し単位ブロック」が設定される（ステップＳ７１）。そしてキャッシュメモリ２３においても、ディスク１に対応するメモリアドレス設定及び書き込みの準備が行われる（ステップＳ７２）。

次に、データ読み出し先のブロックが、ホストＰＣ１０からの読み出し要求によって書き換えがされた書き換え済みブロックであるか否かが判断される（ステップＳ７３）。書き換え済みブロックではないと判断された場合には、「ディスク読み出し単位ブロック」毎にデータが読み出され（ステップＳ７４）、キャッシュメモリ２３において、ディスク１′から読み出されたデータの書き込みが行われる（ステップＳ７５）。そして、図１０のステップＳ４５に移動する。

データ読み出し先のブロックが書き換え済みブロックであった場合には、図１０のステップＳ４５に移動する。図１０のステップＳ４５以降については前述した通りであるため、説明を省略する。

なお、ステップＳ７３において、書き換えが行われているのがブロック全体ではなく部分的であった場合には“ＮＯ”が選択され、次のステップＳ７５では、キャッシュメモリ２３において書き換え済みブロック以外のブロック部分に、データが書き込まれる。

（２）ホストＰＣからの書き込み要求受け付け時の処理
次に、図１９を参照して、ホストＰＣ１０からの書き込み要求受け付け時の処理の例について説明する。

まず、ホストＰＣ１０からディスク１への書き込み要求が送信されると（ステップＳ８１）、ディスクキャッシュアクセス制御部２７（図１参照）において、要求されたアドレスがキャッシュメモリ２３上に存在するかが確認される（ステップＳ８２）。要求されたアドレスがキャッシュメモリ２３上に存在した場合には、要求されたアドレスに相当する領域上のデータが、新たなデータにより上書きされる（ステップＳ８３）。そして、書き換えが行われたブロックの情報が、キャッシュメモリ２３内のキャッシュメモリ管理リスト上に登録される（ステップＳ８４）。ディスク駆動部２１によるディスク１への書き込み処理が終了すると（ステップＳ８５）、処理は終了となる。

ステップＳ８２で、ホストＰＣ１０から書き込みが要求されたアドレスがキャッシュメモリ２３上に存在しないと判断された場合には、要求されたアドレスに相当する領域にデータが書き込まれる（ステップＳ８６）。そして、データが書き込まれた領域を上書きから保護する設定が行われ（ステップＳ８７）、書き換えが行われたブロックの情報が、キャッシュメモリ２３内のキャッシュメモリ管理リスト上に登録される（ステップＳ８４）。ステップＳ８４以降の処理については前述した通りであるため、説明は省略する。

（３）ディスク１′の排出処理
次に、図２０を参照して、ディスク１′排出時の処理の例について説明する。まず、ホストＰＣ１０よりディスク１′の排出要求が行われると（ステップＳ９１）、ディスク制御部２２において、ディスク排出処理動作への移行処理が行われる（ステップＳ９２）。そして、ホストＰＣ１０においてアンマウント処理が行われる（ステップＳ９３）。

一方キャッシュメモリ２３側においては、メモリ制御部２４によって、書き換え済みブロックの有無の確認がキャッシュメモリ管理リストを用いて行われる（ステップＳ９４）。ディスク制御部２２では、ステップＳ９４での確認内容に基づいて、書き換え済みブロックが存在するかの判断が行われる（ステップＳ９５）。書き換え済みブロックが存在しないと判断された場合には、ディスク駆動部２１によるディスク１′の排出処理が行われ（ステップＳ９６）、ディスク１′の排出終了後（ステップＳ９７）に処理は終了される。

ステップＳ９５で書き換え済みブロックが存在すると判断された場合には、ディスク制御部２２によって、「ディスク書き込み順番リスト」（図示略）が作成される（ステップＳ９８）。ここでいう「ディスク書き込み順番リスト」とは、検出した書き換え済みブロックの情報をディスク１′のリードイン部分に続く領域からアドレス順に並べて作成したリストである。

次のステップＳ９９では、「ディスク書き込み順番リスト」に基づいて、最初の書き換え済みブロックがディスク１′に書き込むブロックとして選択され、対応するディスク１′のアドレスとキャッシュメモリ２３のアドレスの設定が行われる。続いて、選択された書き換え済みブロックをディスク１に書き込む処理が開始され（ステップＳ１００）、これを受けて、キャッシュメモリ２３で、対応するデータの読み出しが行われる（ステップＳ１０１）。

キャッシュメモリ２３から読み出された書き換え済みブロックは、ディスク１の該当するアドレスに書き込まれ（ステップＳ１０２）、続いて、すべての書き換え済みブロックのディスク１への書き込みが終了したか否かが判断される（ステップＳ１０３）。すべての書き換え済みブロックの書き込みはまだ完了していないと判断された場合には、次の書き換え済みブロックの指定及び、対応するディスク１′のアドレスとキャッシュメモリ２３のアドレスの設定が行われる（ステップＳ１０４）。そして、ステップＳ１００に戻って処理が続けられる。すべての書き換え済みブロックの書き込みが完了したと判断された場合には、ステップＳ９６に進み、ディスク１の排出処理が行われる。

なお、ディスク１′への書き換え済みブロックの書き込み処理は、ディスク駆動部２１の書き込み速度の最高速度にて、高速に行うものとする。

［実施の形態による効果］
上述した実施の形態（変形例２）によれば、ディスク１′上のデータの書き込みはキャッシュメモリ２３に対して行われるようになる。これにより、ホストＰＣ１０から読み出し要求されたアドレスが、アドレス上でランダムに飛んでいた場合にも、高速に書き込みを行うことができる。

また、書き換え内容のディスク１′への反映は、ディスク１′のイジェクト時に一括して行われるようになる。これにより、データ書き込み時に発生する待ち時間を大幅に節減することができる。

また、書き換え内容のディスク１′への反映が、光ピックアップがディスク１′の外周から内周方向に、もしくは内周から外周方向に向けて一方向に移動するような並び順で行われるため、ディスク１′の書き込み時のシーク時間を削減することができる。また、書き換え内容部分毎にシーク動作をせず、キャッシュメモリ上にあるディスク１′の領域に相当するデータを全てディスク１′に書き込むこともできる。

４．一実施の形態の変形例３
次に、キャッシュメモリ２３として一般的なメモリカードを使用する例（変形例３）について、図２１を参照して説明する。図２１において、図１と対応する箇所には同一の符号を付してあり、説明は省略する。

図２１に示したディスクドライブ装置２０′は、フラッシュメモリ等で構成される一般的なメモリカード２８をキャッシュメモリ２３として使用したものである。このように構成すれば、キャッシュメモリ２３を新たに増設することなく、本発明の機能を実現することができる。この場合、メモリカード２８の装着時にはメモリカード２８をキャッシュメモリ２３として使用し、メモリカード２８の非装着時には、従来通りのキャッシュメモリ２３を使用しない構成が適用されるようにしてもよい。なお、メモリカード２８をキャッシュメモリ２３として使用する場合には、メモリカード２８の容量をディスク１（１′）の容量以上とするものとする。

なお、上述した実施の形態では、本発明を一般的な記録再生装置１００（１００′）に適用した例を挙げたが、これに限定されるものではない。ディスク１（１′）に記録されたデータを読み出す動作を行う装置であれば、ゲーム機やパーソナルコンピュータ、オーディオ又はビデオの記録再生装置等に適用してもよい。

１，１ａ，１ａｂ，１ｂ，１ｃ，１ｄ，１ｅ，１′…（リムーバブル）ディスク、１０…ホストＰＣ、１１…制御部、１２…ディスクドライブ装置Ｉ／Ｆ部、１３…記憶部、１４…表示部、１５…操作入力部、２０，２０′…ディスクドライブ装置、２１…ディスク駆動部、２２…ディスク制御部、２３…キャッシュメモリ、２３ａ１…制御データ格納領域、２３ａ２…ディスクデータ書き込み領域、２４…メモリ制御部、２５…ホストＰＣＩ／Ｆ部、２６…ストレージ制御部、２７…ディスクキャッシュアクセス制御部、２８…メモリカード、１００…記録再生装置、Ｂ１…データバス、Ｂ２…データバス

Claims (10)

1. データが記録された媒体である第１の媒体から前記データを読み出す駆動部と、
   前記駆動部を制御する駆動部制御部と、
   前記第１の媒体に記録されたデータの量と同等の量のデータを格納可能であり、前記データが読み書きされる速度が前記第１の媒体よりも高速である第２の媒体と、
   前記第２の媒体へのデータの読み書きを制御する第２の媒体制御部と、
   前記第１の媒体又は前記第２の媒体に記憶されたデータの中から所定のデータを読み出すための読み出し要求を行う制御部から入力された前記読み出し要求の入力と、前記読み出し要求に応じたデータの出力を行う入出力部と、
   前記駆動部における前記第１の媒体のローディング動作の直後に前記第１の媒体に記録されたすべてのデータの読み出しを開始させ、前記第１の媒体から読み出したデータを前記第２の媒体に記憶させるとともに、前記データの読み出し中に前記読み出し要求が入力された場合には、前記読み出し要求により指定された位置にあるデータを、前記第２の媒体、前記第１の媒体の順に検索して読み出して前記入出力部に出力し、前記入出力部への出力完了後に、前記第１の媒体からのデータの読み出しを前記出力が完了した位置から再開させるよう前記駆動部制御部又は前記第２の媒体制御部を制御するアクセス制御部とを備えた
   記録再生装置。
2. 前記アクセス制御部は、前記第１の媒体に記録されたすべてのデータの読み出し中に前記読み出し要求を受け付けた場合には、前記読み出し要求への応答を行うとともに、前記読み出したデータの前記第２の媒体への書き込みも行うよう前記駆動部制御部又は前記第２の媒体制御部を制御する
   請求項１記載の記録再生装置。
3. 前記アクセス制御部は、前記制御部より読み出し要求がされた場合は、前記読み出し要求により指定された位置と現在読み出し中の位置との距離と、前記読み出し要求により指定された位置へのシーク動作時間とを考慮して、前記読み出し要求への応答を前記第１の媒体からのデータの読み出し動作を継続しながら移動して行うか、シーク動作をするかのいずれの動作を行うかを判断する
   請求項２記載の記録再生装置。
4. 前記第１の媒体に記憶されたすべてのデータの読み出し動作は、前記駆動部において前記駆動部の最高速度で行われる
   請求項３記載の記録再生装置。
5. 前記第１の媒体はリムーバブルディスクであり、前記第２の媒体はキャッシュメモリである
   請求項４記載の記録再生装置。
6. 前記第２の媒体には、前記駆動部によって複数の前記第１の媒体から読み出されたデータが、前記読み出された順に記憶される
   請求項５記載の記録再生装置。
7. 前記第２の媒体には、前記複数の第１の媒体の数と対応する複数のデータ記録可能領域を設けてあり、前記複数のデータ記録可能領域に記憶されたデータは、前記データ可能領域に記録されたデータの読み出し回数又は読み出し日時に基づいて優先度が低いと判断された領域にあるデータから順に、前記第１の媒体から新たに読み出されたデータによって上書きされる
   請求項６記載の記録再生装置。
8. 前記第２の媒体には、前記複数の第１の媒体の各記録長単位に設けられた可変長のデータ記録可能領域を設けてあり、前記データ記録可能領域には、前記第１の媒体から読み出されたデータがファーストイン・ファーストアウト方式で書き込まれる
   請求項６記載の記録再生装置。
9. 前記駆動部制御部は、前記第１の媒体の排出処理時に、前記制御部からのデータの書き込み要求に基づいて書き換えが行われた前記第２の媒体内の領域のデータを抽出し、前記抽出した各データを、前記駆動部のピックアップが前記第１の媒体の外周から内周方向、もしくは内周から外周方向の一方向に移動するような順番に並び替える
   請求項６記載の記録再生装置。
10. データが記録された媒体である第１の媒体から前記データを読み出すステップと、
    前記第１の媒体に記録されたデータの量と同等の量のデータを格納可能であり、前記データが読み書きされる速度が前記第１の媒体よりも高速である第２の媒体に対する前記データの読み書きを制御するステップと、
    前記第１の媒体のローディング動作の直後に前記第１の媒体に記録されたすべてのデータの読み出しを開始させ、前記読み出したデータを前記第２の媒体に記憶させるステップと、
    前記第１の媒体からのデータの読み出し中に、データの読み出しを指示する読み出し要求がされた場合には、前記読み出し要求により指定された位置にあるデータを、前記第２の媒体、前記第１の媒体の順に検索して読み出し、出力するとともに、前記出力完了後に、前記第１の媒体からのデータの読み出しを前記出力が完了した位置から再開させるステップとを含む
    記録再生方法。

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