JP3477800B2 - ディスクドライブ装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は、例えば、ハードディ
スクドライブ又は書き込み可能な光ディスクを有する光
ディスクドライブに適用して好適なディスクドライブ装
置に関する。

【０００２】

【従来の技術】圧縮したデータを伸長した時に完全に元
に戻る可逆符号化圧縮技術（エントロピーコーディング
又はロスレスコーディングともいわれる。）は、光ディ
スクドライブ等の外部記憶装置のデータ記録容量を見か
け上大きくできるので注目されている技術である。

【０００３】従来、このデータ圧縮の機能はホストコン
ピュータに内蔵されている。しかし、ホストコンピュー
タに、複数台のディスクドライブ（以下、単に、ドライ
ブともいう。）が接続されているシステムにおいて、ホ
ストコンピュータからそれら複数台のドライブに異なる
データを転送する際に、データ圧縮のための膨大な計算
時間が必要なことから、全てのドライブにデータの転送
を終了するまでに相当の時間を必要とする。

【０００４】言い換えれば、複数台のドライブに異なる
データを転送する際に、ホストコンピュータはデータ圧
縮の処理に専有されてしまい、その他の処理を行うこと
ができないという不便さがあった。また、当然のことで
あるが、データ圧縮機能を有するホストコンピュータに
接続されたドライブのみしか見かけ上のデータ記録容量
を大きくすることができない。また、圧縮データの記録
されたディスクを有するドライブは伸長機能を有するホ
ストコンピュータでしか再生することができないという
不便さもあった。

【０００５】外部記憶装置としてのドライブにデータを
記録するに際し、まず、ホストコンピュータはそのドラ
イブ中のディスクにどの程度のデータ記録容量（データ
記憶容量、データ記録サイズ又はデータ記憶サイズとも
いう。）が残っているかを知っている必要がある。これ
から記録しようとするデータのサイズが本当に記録でき
るかどうかを予め確認しておくためである。このような
場合、例えば、ＳＣＳＩ（Small Computer Systenr Int
erface）を介在するホストコンピュータとドライブとの
間では、イニシエータとしてのホストコンピュータから
ターゲットとしてのドライブに対してリードキャパシテ
ィコマンドを発行する。

【０００６】ドライブにデータ圧縮機能が搭載（内蔵）
されていると仮定した場合、実際にこのドライブ内で物
理的に残っているデータの記録容量は圧縮後のデータに
対するデータ記録容量である。これに対して、ホストコ
ンピュータが知りたいのは圧縮前のデータをどの程度記
録することができるかということである。この場合、デ
ータ圧縮率がいつも一定であれば、これらの容量の関係
は１次比例的な関係でいつも同じであるので、このデー
タ圧縮率ｎ、例えば、ｎ＝２に残りの物理的なデータ記
録容量をかけたデータ記録容量を残りのデータ記録容量
としてホストコンピュータに報告すればよいので簡単で
ある。

【０００７】しかし、アナログ信号を変換したオーディ
オデータや画像データ等のデジタルデータの場合に採用
される場合のある損失のある圧縮技術、例えば、周知の
離散コサイン変換技術を利用した圧縮技術ではなく、確
実に入力データと同じデータに伸長する必要のデータを
取り扱うための可逆符号化データ圧縮技術、例えば、周
知のハフマン符号化技術又はLempel-Ziv（ＬＺ＝レンペ
ル・チブ）符号化技術では、圧縮率が供給されるデータ
の内容（例えば、そのデータ中に同じ用語、同じ表現等
がどの程度使用されているかというようなこと）によっ
て異なり一定ではない。

【０００８】したがって、可逆符号化の圧縮技術が搭載
されたドライブでは、圧縮率を予想し、この予想圧縮率
と物理的に残っているデータ記録容量に基づいて、圧縮
前のデータをどの程度記録することができるかをホスト
コンピュータに報告することになる。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、実績の
圧縮率が予想圧縮率より小さかった（悪かった）場合、
記録しようとするデータをすべて記録できずに、そのデ
ータが失われてしまう可能性がある。すなわち、ホスト
コンピュータがドライブから報告された見かけのデータ
記録容量を信じてデータをホストコンピュータ中のバッ
ファに保存することなくドライブに転送した場合には、
既にドライブに転送されたデータが失われてしまう可能
性がある。

【００１０】また、ホストコンピュータ側では、データ
があくまで圧縮されていないものとして管理するが、実
際には、データは圧縮されてディスクに記録され、しか
もその圧縮率は一定にはならない。したがって、例え
ば、同サイズのファイルが連続して記録された場合、圧
縮がなければ、（ファイルのサイズ）×（ファイルの個
数）という（固定値）×（定数）といった簡単な計算を
利用して、例えば、ドライブに記録されているデータの
読み出しのアクセスの高速化を図ることができる。

【００１１】しかしながら、圧縮がある場合には、圧縮
前のもとのファイルのサイズは圧縮後のファイルサイズ
と、通常、同一ではないので、このような簡単な計算を
利用することでアクセスの高速化を図ることが出来な
い。

【００１２】この発明はこのような課題を考慮してなさ
れたものであり、圧縮率が一定でないデータの効率的な
管理を可能とし、又、圧縮率が予想より小さくなった場
合にもデータを失う可能性のほとんどないディスクドラ
イブ装置を提供することを目的とする。

【００１３】また、この発明は、記録される圧縮データ
の効率的な管理を可能とするディスクを提供することを
目的とする。

【００１４】

【課題を解決するための手段】第１のこの発明は、ホス
トコンピュータ１０から供給される圧縮前データを可逆
符号化圧縮技術により圧縮データに変換するデータ圧縮
手段１３を有し、この圧縮データをディスク１に記録す
るに際し、ホストコンピュータ１０から受け取った圧縮
前データの論理アドレスと、ディスク１に記録される圧
縮後データの物理アドレスとを対応させた割当対応テー
ブルＦＡＴをディスク１上に記録すると共に、ディスク
ドライブ装置本体における予想圧縮率より実績圧縮率が
小さくなった場合に、圧縮後のデータのサイズが残りの
データ記録容量以上のときのみ、この圧縮後のデータを
記録するための特別の記録エリアを予めディスク上に設
けておくようにしたものである。

【００１５】第２のこの発明は、割当対応テーブルＦＡ
Ｔの内容を非圧縮データで記録しておくようにしたもの
である。

【００１６】

【００１７】 第３のこの発明は、特別の記録エリアを
交替エリアとしたものである。

【００１８】 第４のこの発明は、ディスクが書換可能
なディスク１であって、ホストコンピュータ１０からの
アクセスがない場合に、すでにディスク１に記録されて
いる圧縮データの記録位置の整理を、割当対応テーブル
ＦＡＴを利用して行うようにしたものである。

【００１９】 第５のこの発明は、ホストコンピュータ
１０からディスク１上の残りのデータ記録容量の確認コ
マンドが発行された場合、ディスク１上の未記録データ
記録容量の減少に対応して予想圧縮率を小さくした見か
け上のデータ記録容量をホストコンピュータに報告する
ようにしたものである。

【００２０】

【００２１】

【作用】第１のこの発明によれば、データ圧縮手段によ
り可逆符号化圧縮された圧縮データをディスクに記録す
るに際し、ホストコンピュータ１０から受け取った圧縮
前データの論理アドレスと、ディスクに記録される圧縮
後データの物理アドレスとを対応させた割当対応テーブ
ルをディスク上に記録すると共に、ディスクドライブ装
置本体における予想圧縮率より実績圧縮率が小さくなっ
た場合に、圧縮後のデータのサイズが残りのデータ記録
容量以上のときのみ、この圧縮後のデータを記録するた
めの特別の記録エリアを予めディスク上に設けておくよ
うにしているので、圧縮率が一定でない圧縮データの効
率的な管理が可能になると共に、圧縮率が予想より小さ
い場合にもデータを失う可能性がほとんどない。

【００２２】第２のこの発明によれば、割当対応テーブ
ルの内容を非圧縮データで記録しておくようにしている
ので、割当対応テーブルの内容を読み出してから伸長す
る必要がないので、割当対応テーブルの内容を短時間で
理解することができる。

【００２３】

【００２４】 第３のこの発明によれば、特別の記録エ
リアを交替エリアとしているので、ディスクを効率よく
使用することができる。

【００２５】 第４のこの発明によれば、ホストコンピ
ュータからのアクセスがない場合に、割当対応テーブル
を利用して、書換可能なディスクに記録されている圧縮
データの記録位置の整理を行うようにしているので、こ
の後のアクセスの高速化が図れる。

【００２６】 第５のこの発明によれば、ホストコンピ
ュータからディスク上の残りのデータ記録容量の確認コ
マンドが発行された場合、ディスク上の未記録データ記
録容量の減少に対応して予想圧縮率を小さくした見かけ
上のデータ記録容量をホストに報告するようにしたの
で、圧縮率が予想より小さい場合にもデータを失う可能
性がほとんどない。

【００２７】

【００２８】

【実施例】以下、この発明の一実施例について図面を参
照して説明する。図１は、この一実施例が適用された光
ディスクドライブ装置１１の構成を示す系統図である。

【００２９】この光ディスクドライブ装置１１は、シス
テムコントローラであるＣＰＵ（中央処理装置）２１を
有している。ＣＰＵ２１が接続されているバス１２に
は、ホストコンピュータ１０から供給された圧縮前のデ
ータを可逆符号化圧縮後のデータ（単に、圧縮データと
もいう）に変換するデータ圧縮（符号化）手段部１３
と、圧縮されたデータを元にもどすデータ伸長（復号
化）手段１４が接続されている。この圧縮手段１３と伸
長手段１４は、マイクロコンピュータ等で構成できる。

【００３０】なお、可逆符号化圧縮技術自体はこの発明
とは直接関係ないので、詳しく説明しないが、圧縮手段
１３及び伸長手段１４では、例えば、ＬＺ法による圧縮
技術を用いることができる。このＬＺ法による圧縮技術
を簡単に説明すると、入力文字（データ）列をコードに
変換する変換テーブルを利用する方式である。すなわ
ち、入力文字列を読み込み、予め辞書（以下、基本変換
テーブルともいう）に登録されている、例えば、アルフ
ァベット２６文字のコードに変換する（符号化する）一
方、この基本変換テーブルに登録されていない文字列を
新たな辞書（以下、作成変換テーブルともいう）を作成
して登録していく方法であり、この作成変換テーブルを
更新しかつ利用しながら入力文字列を圧縮するととも
に、伸長の際、言い換えれば、復号化の際に、圧縮文字
列から作成変換テーブルを作成しながら圧縮文字を伸長
する方式である。

【００３１】ＲＯＭ（読み出し専用メモリ）２３には、
システムコントロール用等のソフトウェアプログラムが
記録保持されている。ＲＡＭ（ランダムアクセスメモ
リ）２２はＣＰＵ２１のワーク用ＲＡＭである。なお、
圧縮手段１３及び伸長手段１４のワーク用ＲＡＭとして
も使用される。

【００３２】ホストコンピュータ１０から発行されたコ
マンドは、ＳＣＳＩ等のホストインタフェース２０、バ
ッファコントローラ２４及びバス１２を通じてＣＰＵ２
１に送られる。

【００３３】ＣＰＵ２１は、このコマンドに対応した処
理を行う。コマンドとしては、例えば、光ディスクドラ
イブ装置１１中の光ディスク（以下、単にディスクとも
いう）１にどの程度の記録容量が残っているのかを確認
するためのリード・キャパシティ・コマンド・ディスク
１を初期化するためのディスク・サーティファイ・コマ
ンド、周知のリード・コマンド、ライト・コマンド、ラ
イト＆（アンド）ベリファイ・コマンド等がある。

【００３４】ディスク１の構成及び光ディスクドライブ
装置１１の全体的な説明をするために、ホストコンピュ
ータ１０からディスク・サーティファイ・コマンドが供
給された場合を例として説明する。なお、ディスク・サ
ーティファイ・コマンドによるディスクフォーマットの
際には圧縮手段１３及び伸長手段１４は何も動作しな
い。

【００３５】ディスク・サーティファイ・コマンドを受
け取ったＣＰＵ２１は、ディスク・サーティファイ処理
を行うためのデータをＲＯＭ２３から読み出し、バッフ
ァコントローラ２４を通じて読み出したデータをデータ
バッファ２５に書き込む。

【００３６】図２は、ディスク１のディスクフォーマッ
ト例を示している。半径方向外側（最外周側）から内側
（最内周側）に向かってトラック番号（トラックアドレ
ス）「０」〜「９９９９」の１万個のトラックが存在し
ている。なお、以下の説明において、必要に応じてトラ
ック番号を単にトラック０〜９９９９またはトラックア
ドレス０〜９９９９と記す。

【００３７】トラック０〜トラック２及びトラック９９
４８〜トラック９９９９は光ディスクドライブ装置１１
のＣＰＵ２１によってのみ管理されるトラックである。
その中、トラック９９４８〜トラック９９９６は後に説
明するように交替エリアＡＥであり、トラック０〜トラ
ック２及びトラック９９９７〜９９９９は光ディスクド
ライブ装置１１が管理するという意味でドライブエリア
ＤＥといい、残りのトラック３〜トラック９９４７はユ
ーザエリアＵＥである。

【００３８】ドライブエリアＤＥは、好ましくは非圧縮
のデータで記録される。後に説明するように、リード又
はライト等の処理に対するアクセスの高速化のためであ
る。なお、ユーザエリアＵＥ及び交替エリアＡＥには、
圧縮手段１３で圧縮された圧縮データが記録される。

【００３９】各トラックは、物理セクタ番号「０」〜
「２４」のセクタ（必要に応じて物理セクタ０〜２４又
は前後の関係から意味が明白な場合には単にセクタ０〜
２４ともいう。またセクタアドレスともいう。）を有し
ている。１つのセクタのメモリ容量（データ記録容量）
は２０４８Ｂ（バイト）である。なお、この実施例で
は、ホストコンピュータ１０は、１００個のセクタ単位
でデータを記録し、又は読み出すようになっている。こ
の意味でこの１００個のセクタ分の記録単位、データ記
録容量としては、１００個×２ｋＢ＝２００ｋＢをブロ
ックデータという。

【００４０】すなわち、この実施例において、ホストコ
ンピュータ１０は、この１００個のセクタからなる２０
０ｋＢのブロックデータ単位でデータを管理するように
なっている。この場合、ホストコンピュータ１０は、ユ
ーザエリアＵＥのトラック３のセクタ０をブロックデー
タの先頭アドレス１番として管理し、以下、１００セク
タ毎に、それぞれの先頭アドレスをセクタアドレス１０
１、２０１、……として順に管理することになる。ただ
し、実際上、ユーザエリアＵＥに記録されているデータ
は圧縮データであるので、ホストコンピュータ１０が管
理するブロックデータのアドレスとディスク１上のアド
レスとが一意的に対応しなくなる。この意味で、ホスト
コンピュータ１０が管理するアドレスを論理アドレス
（論理セクタアドレス）、光ディスクドライブ装置１１
が管理するアドレスを物理アドレス（物理セクタアドレ
ス）という。圧縮前のブロックデータの論理アドレスと
圧縮データのブロックデータの物理アドレスの対応関係
を容易に管理することができるようにすることがこの発
明の一つの目的である。

【００４１】再び図２において、トラック０のセクタ
０、トラック１のセクタ１２、トラック９９９７のセク
タ０及びトラック９９９８のセクタ１２はＤＤＳ（ディ
スク・ディフィニション・ストラクチュア）セクタ＃０
〜＃３である。トラック０のセクタ１、トラック１のセ
クタ１３、トラック９９９７のセクタ１及びトラック９
９９８のセクタ１３は、ディスク・サーティファイ時に
おけるデフェクト・セクタ（欠陥セクタ又はエラーセク
タともいう。）の情報を記録しておくＰＤＬ（プライマ
リー・デフェクト・リスト）セクタ＃０〜＃３である。
トラック０のセクタ２、トラック１のセクタ１４、トラ
ック９９９７のセクタ２及びトラック９９９８のセクタ
１４は、ディスク・サーティファイ時以降における、例
えば、ライト＆ベリファイ時におけるデフェクト・セク
タの情報を記録しておくＳＤＬ（セカンダリー・デフェ
クト・リスト）セクタ＃０〜＃３である。

【００４２】そこで、ディスク・サーティファイ・コマ
ンドを受け取ったＣＰＵ２１は、サーボコントローラ２
７に対して、ユーザエリアＵＥのトラック３のセクタ０
から一定セクタ分までの試しの書き込み指示を行うと同
時に、そのディスク・サーティファイを行うためのデー
タをデータバッファ２５からバッファコントローラ２４
を通じてドライブインタフェース２６に送りだす指示を
行う。そして、同時にドライブインタフェース２６にも
光ピックアップ２９を通じてのディスク１への書き込み
指示を行う。

【００４３】なお、一定セクタ分は、この実施例では、
ホストコンピュータ１０が、１００個のセクタ単位のブ
ロックデータを管理するようになっているので、この１
００個のセクタ分の記録単位を一定セクタとしてもよ
い。

【００４４】そして、図示しないスピンドルモータによ
り回転されるディスク１の上記対象トラック（トラック
３のセクタ０から一定セクタ分）にリニアモータ１７を
通じて光ピックアップ２９と図示しない磁気ヘッドを移
動させることで、レーザ光Ｌと磁気ヘッドからの磁界の
相互作用（周知技術）により、上記一定セクタ分に対す
る書き込みが終了する。

【００４５】その書き込みが終了した時点で、ＣＰＵ２
１は、データの流れとしては逆方向になる（ディスク１
からデータバッファ２５への流れ）リードコマンドをト
ラック３のセクタ０から上記一定セクタ分について、バ
ッファコントローラ２４、ドライブインタフェース２６
及びサーボコントローラ２７に指示する。

【００４６】このリードコマンドに基づくリードの結
果、それら一定セクタ分すべてが正常セクタであれば、
それら一定セクタ分の次のセクタからまた一定セクタ分
のライトとリードを行う。このようにしてリードとライ
トを繰り返し、最終セクタ（交替エリアＡＥのトラック
９９９６のセクタ２４）まで行う。もし、リード／ライ
ト中、途中でリードエラーが発見された場合には、その
エラーセクタに対して代替されるセクタを交替エリアＡ
Ｅ中のトラック９９４８のセクタ０から順に割当て、そ
の割当情報をＰＤＬセクタ＃１に書き込み登録を行う。
交替エリアＡＥにデフェクトセクタに記録しようとした
圧縮データが記録される。そして、このディスク・サー
ティファイの後に上記エラーセクタに対するアクセスが
発生した場合には、このＰＤＬセクタ＃１を参照し、交
替セクタにアクセスするようにする。

【００４７】ＣＰＵ２１は、ディスク１のユーザエリア
ＵＥと交替エリアＡＥ中の全てのセクタをチェックした
時点で、トラック０、１及びトラック９９９７、９９９
８のＤＤＳセクタ＃０〜＃３、ＰＤＬセクタ＃０〜＃３
及びＳＤＬセクタ＃０〜＃３にそれぞれ同一の情報を書
き込む（ＤＤＳセクタ＃０〜＃３の内容が同一、ＰＤＬ
セクタ＃０〜＃３の内容が同一及びＳＤＬセクタ＃０〜
＃３の内容が同一の意）。なお、この時点、すなわち、
ディスク・サーティファイ処理時点では、ＳＤＬセクタ
＃０〜＃３にはデフェクト・セクタの情報は書き込まれ
ない。

【００４８】このように同一のデータを４箇所に書き込
むようにしているのは、これらＤＤＳセクタ＃０〜＃
３、ＰＤＬセクタ＃０〜＃３及びＳＤＬセクタ＃０〜＃
３に記録されるデータのバックアップ〔バックアップコ
ピー：データを不慮の事故で損失しないように、同一の
ものを不揮発性メモリ（この場合、ＭＯディスクである
ディスク１）にコピーしておくこと〕のためである。

【００４９】以上でディスクサーティファイ動作が終了
する。

【００５０】図３は、ＤＤＳセクタ内の割当内容の一部
を示している。バイト番号０、１の先頭の２バイトは、
その内容がＤＤＳセクタのＩＤ（識別部）を示すもので
あり、その２バイトには「０Ａ」（ＢＣＤの１６進表
現）が記録されている。バイト番号２、２０４７等は予
備（未定義）であり、「００」が記録されている。バイ
ト番号３には、ディスク・サーティファイが行われたか
どうかが記録され、既に済んでいる場合には、「０１」
が記録され、未だ行われていない場合には、「０２」が
記録される。したがって、ディスク・サーティファイ動
作の終了時点で、ＤＤＳセクタのバイト番号３の記録デ
ータが、「０２」から「０１」に書き換えられることに
なる。

【００５１】バイト番号Ｐ、Ｐ＋１、……、Ｐ＋Ｑに
は、その記録データ欄に、ホストコンピュータ１０から
受け取った圧縮前データの論理アドレスと、ディスク１
のユーザエリアＵＥ及び交替エリアＡＥに記録される圧
縮データの物理アドレスとを対応させて記録するための
割当対応テーブルＦＡＴが配される。この割当対応テー
ブルへのデータの記録は、上記したように非圧縮データ
で記録するようになっている。

【００５２】次にこの実施例の要部動作について、ＲＯ
Ｍ２３に記録保持されている記録手順のプログラムのフ
ローチャート、読み出し手順のフローチャート及びＤＤ
Ｓセクタの割当対応テーブルＦＡＴの例をも参照して説
明する。

【００５３】図４は、記録手順の説明に供されるフロー
チャートである。図５は、読み出し手順の説明に供され
るフローチャートである。図６は、割当対応テーブルＦ
ＡＴの例である。

【００５４】図４に示す記録手順の説明において、上述
したディスクサーティファイ処理は終了しているものと
する。したがって、光ディスクドライブ装置１１が電源
オンされたときに（ステップＳ１）、ドライブエリアＤ
Ｅ中のＤＤＳセクタ＃０〜＃３、ＰＤＬセクタ＃０〜＃
３及びＳＤＬセクタ＃０〜＃３の内容がＲＡＭ２２に読
み込まれる（ステップＳ２）。これによって、以降ＲＡ
Ｍ２２はこれらの読み込み内容についてのキャッシュメ
モリとして機能する。

【００５５】次に、ホストコンピュータ１０から記録要
求、すなわちライトコマンドが発行される（ステップＳ
３）。次に、ホストコンピュータ１０が管理する論理セ
クタアドレスとしてのブロックデータの先頭アドレス４
９０１（図６参照）からブロックデータの終了アドレス
５１００までの２００セクタ分の２つのブロックデータ
（圧縮前のデータ）からなる一纏まりのデータがそのホ
ストコンピュータ１０から光ディスクドライブ装置１１
のデータバッファ２５に転送される。この一纏まりのデ
ータはこれからホストコンピュータ１０がディスク１に
記録しようとするデータである。

【００５６】なお、この実施例で１ブロックデータの大
きさは、上述したように、１００セクタ分のデータであ
るので、１００セクタ×２ｋＢ＝２００ｋＢである。し
たがって、ＦＡＴ割当対応テーブル上のホストへのデー
タ管理情報欄のブロックデータの先頭アドレス欄（先頭
論理アドレス欄）ａ、ｃには、ａ＝４９０１、ｃ＝５０
０１のブロックデータの先頭アドレスが書き込まれ、ブ
ロックデータの終わりアドレス欄ｂ、ｄにはそれぞれｂ
＝５０００、ｄ＝５１００のブロックデータの終了アド
レスが書き込まれる。なお、この時点で、この論理アド
レスは、ディスク１のＤＤＳセクタに書き込まれるわけ
ではなく、それが読み出されているＲＡＭ２２中のＤＤ
Ｓセクタ中の割当対応テーブルＦＡＴに書き込まれる。
割当対応テーブルＦＡＴが記録されたＲＡＭ２２はいわ
ゆるキャッシュメモリとして使用されるわけである。

【００５７】次に、この一纏まりの２つのブロックデー
タを１ブロック毎に圧縮手段１３で圧縮する（ステップ
Ｓ４）。この場合、それぞれのブロックデータが圧縮比
ｎ＝２の約２倍に圧縮されたとする。

【００５８】このステップＳ２により圧縮後のデータの
大きさが特定できる。この場合は、それぞれ５０セクタ
分でそれぞれ１００ｋＢ分のデータであることになる。

【００５９】次に、この圧縮データの記録できる現在空
いている記録エリアを割当対応テーブルＦＡＴから捜す
（ステップＳ５）。なお、ディスク１の使用状況（空き
情報）は割当対応テーブルＦＡＴ以外のＤＤＳセクタ上
の他の場所で管理してもよいことはいうまでもない。こ
こでは、ディスク１上でのデータ管理情報の欄の使用状
況、すなわち、図６中、ディスク１上でのデータ管理情
報欄の記録済み物理アドレスから物理セクタ２００１〜
２０５０までの５０セクタ及び物理セクタ３５６１〜４
１１０までの５０セクタが未記録領域であったものとす
る。

【００６０】そこで、圧縮後のデータをディスク１上の
ユーザエリアＵＥ中のこれらのセクタに記録する（ステ
ップＳ６）。

【００６１】この場合、ＲＡＭ２２上の割当テーブルＦ
ＡＴの欄ｅと欄ｆに示す物理セクタ２００１〜２０５０
及び欄ｈと欄ｉに示す物理セクタ３５６１〜４１１０ま
での１００セクタのデータはもともと一纏まりのデータ
であるので、割当対応テーブルＦＡＴ内のリンク情報欄
ｇにセクタ２０５０の次のデータがセクタ３５６１に記
録されていることを示すリンクセクタ情報「３５６１」
を書き込んでおく。また、その一纏まりのデータの終わ
りを示す意味でリンクセクタ情報として「ＦＦ」をブロ
ックデータの終わりのセクタアドレス４１１０の次のリ
ンクセクタ情報欄ｊに記録しておく。このようにして、
ＲＡＭ２２上の割当テーブルＦＡＴが作成され又は更新
される（ステップＳ７）

【００６２】なお、欄ｋ〜欄ｏでは、ホストコンピュー
タ１０の論理アドレスとして論理セクタアドレス１００
０１〜１０１００までの１ブロックデータの圧縮された
データがディスク１上の物理セクタアドレスである物理
セクタ５００１〜５０４０までに記録されていることが
分かる。この場合、実績圧縮比ａｎはａｎ＝２．５であ
る。

【００６３】このようにして更新されたＲＡＭ２２上の
割当テーブルＦＡＴの内容がディスク１のＤＤＳセクタ
＃０〜＃３の割当テーブルＦＡＴの位置に記録される
（ステップＳ８）ことで、一連の記録手順が終了する。

【００６４】なお、図６に示した状態では、論理セクタ
アドレス４９０１〜５１００で示される一纏まりのブロ
ックデータがディスク１上では、物理セクタアドレス２
００１から始まる５０セクタ分のデータと物理セクタア
ドレス３５６１から始まる５０セクタ分のデータにディ
スク１上の位置が分割されて記録されている。

【００６５】このようにデータがディスク１上の相互に
離れた位置に分割されて記録されていると、ディスク１
からのデータの読み出しの際にシーク時間が余分にかか
り、結果としてアクセス時間が長くなってしまう。

【００６６】そこで、ＣＰＵ２１は、ホストコンピュー
タ１０からのアクセスがないときに、割当対応テーブル
ＦＡＴを参照して、このように、分割されて記録されて
いるブロックデータの記録位置の整理を行うようにす
る。具体的には、例えば、物理セクタアドレス２０５１
〜２１００が空いた場合には、そのアドレスに物理セク
タアドレス３５６１〜４１１０の圧縮データを移すよう
にする。また、全く、別のデータの記録位置にその圧縮
データの１００セクタ分（２００１〜２０５０の５０セ
クタ分と３５６１〜４１１０の５０セクタ分の合計）を
移すようにしてもよい。このようにしておけば、割当対
応テーブルＦＡＴをＣＰＵ２１が見るときでもアクセス
が容易になる。すなわち、物理セクタアドレス２００１
から１００セクタ分と指定すれば、論理セクタアドレス
４９０１〜５１００に対する圧縮データの記録アドレス
を指定することができるようになるからである。

【００６７】なお、上記実施例において光ディスク１と
しては書換可能な光磁気（ＭＯ）ディスクとしている
が、磁気ディスクであるハードディスクにも適用できる
ことはもちろんである。また、追記型の１回だけ書き込
めるＷＯＲＭ（ライトワンスリードマルチプル）ディス
クに適用する場合には、全く別のデータの記録位置に移
す処理を行うことができるが、この処理を行うとデータ
の記録容量の残りが少なくなってしまうので、通常、こ
の処理は行わないが（行ってもよい。）、割当対応テー
ブルＦＡＴをディスク１に記録する技術は適用すること
ができる。

【００６８】次に、読み出しの手順について説明する。

【００６９】光ディスクドライブ１１の電源がオン状態
にされたときに（ステップＳ１１）、ＤＤＳセクタ＃０
〜＃３、ＰＤＬセクタ＃０〜＃３及びＳＤＬセクタ＃０
〜＃３がＲＡＭ２２中に読み込まれる。したがって、こ
のとき、割当対応テーブルＦＡＴもＲＡＭ２２中に読み
込まれることになる（ステップＳ１２）。

【００７０】次に、ホストコンピュータ１０から読み出
し要求、すなわち、リードコマンドが発行された場合に
は（ステップＳ１３）、ＲＡＭ２２内の割当対応テーブ
ルＦＡＴを参照して（ステップＳ１４）、その割当テー
ブルＦＡＴにより読み出し要求に係る論理アドレスを物
理アドレスに変換する（ステップＳ１５）。

【００７１】この変換を具体的に説明する。ホストコン
ピュータ１０が管理する論理セクタアドレス４９０１か
ら２００セクタ分の一纏まりのデータのリードコマンド
が発行された場合に、ＣＰＵ２１はＲＡＭ２２内の割当
対応テーブルＦＡＴを参照して、その論理セクタアドレ
ス４９０１から２００セクタ分の一纏まりのデータの論
理アドレスを、ディスク１上に記録されている物理セク
タアドレス２００１から５０セクタ分及び物理セクタア
ドレス３５６１から５０セクタ分を表す物理アドレスに
変換する。

【００７２】そして、この物理アドレスに基づいて、ま
ず、ディスク１の物理セクタアドレス２００１から５０
セクタ分に記録されている圧縮データを光ピックアップ
２９で読み出し（ステップＳ１６）、それを伸長手段１
４により圧縮データを伸長する。伸長データ、言い換え
れば、圧縮前のデータに対応するデータを、一旦、デー
タバッファ２５に格納する。次に、残りの物理セクタア
ドレス３５５６１から５０セクタ分の圧縮データを同様
に伸長してデータバッファ２５に格納する（ステップＳ
１７）。

【００７３】このデータバッファ２５に格納した圧縮前
データに対応するデータを一纏まりのデータとしてバッ
ファコントローラ２４、ホストインタフェース２０を通
じてホストコンピュータ１０に転送する（ステップＳ１
８）。以上で読み出しの手順が終了する。

【００７４】次に他の実施例について説明する。

【００７５】ホストコンピュータ１０からディスク１上
の残りのデータ記録容量を確認するリードキャパシティ
コマンドが発行された場合、通常、ＣＰＵ２１は、予め
分かっているユーザエリアＵＥの全データ記録サイズ
〔これは、例えば、プリピットとしでディスク１上の適
当なエリアに予め記録されているデータ（ユーザエリア
ＵＥのトラック数とトラック当たりのセクタ数）から算
出できる。〕からＲＡＭ２２中の割当対応テーブルＦＡ
Ｔのディスク上でのデータ管理情報欄を参照した使用済
み物理セクタアドレスを差し引くことにより、残りの、
言い換えれば、未記録の物理データ記録容量（Ｘ［ｋ
Ｂ］とし、以下、単にＸｋＢとする。）を算出すること
ができる。

【００７６】そして、予想圧縮率ｎｆ×残りの物理デー
タ記録容量Ｘ＝残りの論理データ記録容量Ｙ、の計算を
行って、計算結果の残りの論理データ記録容量ＹをＹ＝
ｎｆ・ＸｋＢとしてホストコンピュータ１０に知らせ
る。

【００７７】これにより、ホストコンピュータ１０は、
現時点では、最大限、この残りの論理データ記録容量Ｙ
分のデータをディスク１に記録することができると認識
できる。この実施例では、予想圧縮率ｎｆはｎｆ＝２と
されている。

【００７８】しかしながら、可逆符号化でのデータ圧縮
においては、データ圧縮率は一定ではなく、圧縮した後
でなければ正確なデータ圧縮率が判明しないため、（ｎ
ｆ・Ｘ＝Ｙ）でディスク１上の残りのデータ記録容量を
管理していた場合、ホストコンピュータ１０が、例え
ば、残りの最大限の圧縮前のデータＹと同容量（同サイ
ズ）のデータを光ディスクドライブ装置１１に転送して
きた場合、このデータの実績圧縮率ａｆが予想圧縮率ｎ
ｆ未満の値であった場合には、転送されてきた圧縮前の
データの全てをディスク１に記録することができなくな
るという事態が発生する。

【００７９】そこで、これを回避するために、予想圧縮
率ｎｆより実績圧縮率ａｆが小さくなった場合で、圧縮
後のデータのサイズが残りの物理的なデータ記録容量Ｘ
以上のときに、この圧縮後にあふれてしまうデータを記
録するための特別の記録エリアを予めディスク１上に設
けておく。この特別の記録エリアは、例えば、ユーザエ
リアＵＥの最後トラック９９４７のセクタ２４から前に
１００セクタ分もどった記録エリアとする。この１００
セクタ分は、ＣＰＵ１が残りの論理データ記録容量Ｙを
計算するときに残りの物理データ記録容量Ｘから差し引
いておく、ホストコンピュータ１０には、隠しておく記
録エリア（容量）である。

【００８０】なお、通常、交替エリアＡＥは、ユーザエ
リアＵＥが全て使用された場合においても、なお、十分
にエリアが残っているように設計されているので、上記
隠しておく記録エリアをこの余っている交替エリアＡＥ
としてもよい。このようにすれば、ユーザエリアＵＥの
記録容量が小さくなることがなくなる。

【００８１】また、転送されてきた圧縮前のデータＹの
全てをディスク１に記録することができなくなるという
事態を回避するための他の技術として、ホストコンピュ
ータ１０からリード・キャパシティ・コマンドが発行さ
れた場合、ディスク１上の物理的な未記録データ記録容
量の減少に対応して予想圧縮率ｎｆを小さくした見かけ
上の論理データ記録容量をホストコンピュータ１０に報
告するようにしてもよい。

【００８２】図７は、これを説明するために描いたもの
で、物理的な未記録データ容量Ｙが最大記録容量から一
定値までは予想圧縮率ｎｆをｎｆ＝２とし、その一定値
から物理的な未記録データ容量０に向かって予想圧縮率
ｎｆを徐々に小さくするようにしている。例えば、物理
的な未記録データ容量Ｙが１０ＭＢ残っている場合に
は、ホストコンピュータ１０に対して２０ＭＢ残ってい
ると報告するが、１ＭＢしか残っていない場合には、
１．５ＭＢ残っていると報告することが考えられる。こ
のようにすれば、ホストコンピュータ１０から残りの未
記録データ容量Ｙの最大限のデータが送られた場合にも
圧縮後のデータが光ディスクドライブ１１からあふれて
しまう確率を小さくすることができる。

【００８３】なお、予想圧縮率ｎｆの値は、実績圧縮率
ａｆを記憶しておいて、次回のアクセスの際にはこの記
憶しておいた実績圧縮率ａｆに置き換えてもよいことは
勿論である。その意味で予想圧縮率ｎｆについてもディ
スク１のＤＤＳセクタに記録しておいてこれを更新する
ように制御してもよい。

【００８４】なお、この発明は上記の実施例に限らずこ
の発明の要旨を逸脱することなく種々の構成を採り得る
ことはもちろんである。

【００８５】

【発明の効果】以上説明したように、第１のこの発明に
よれば、データ圧縮手段により可逆符号化で圧縮された
圧縮データをディスクに記録するに際し、ホストコンピ
ュータから受け取った圧縮前データの論理アドレスと、
ディスクに記録される圧縮後データの物理アドレスとを
対応させた割当対応テーブルをディスク上に記録すると
共に、ディスクドライブ装置本体における予想圧縮率よ
り実績圧縮率が小さくなった場合に、圧縮後のデータの
サイズが残りのデータ記録容量以上のときのみ、この圧
縮後のデータを記録するための特別の記録エリアを予め
ディスク上に設けておくようにしている。これにより、
ホストコンピュータからの論理アドレスを、この割当対
応テーブルの内容を参照することにより、ディスクドラ
イブ装置が管理するディスク上の物理アドレスに容易に
変換することができる。したがって、ディスクドライブ
装置上でのデータ圧縮機能が効率的に運用できるように
なり、かつデータ圧縮率が一定でない圧縮データの効率
的な管理が可能になると共に、圧縮率が予想より小さい
場合にもデータを失う可能性がほとんどないという効果
が達成される。

【００８６】第２のこの発明によれば、割当対応テーブ
ルの内容を非圧縮データで記録しておくようにしてい
る。したがって、割当対応テーブルの内容を読み出して
短時間で理解することができる。言い換えれば、アクセ
スの高速化に資することができるという効果が得られ
る。

【００８７】

【００８８】 第３のこの発明によれば、特別の記録エ
リアを交替エリアとしている。したがって、ディスクを
効率よく使用することができるという効果が達成され
る。

【００８９】 第４のこの発明によれば、上記ホストコ
ンピュータからのアクセスがない場合に、割当対応テー
ブルを利用して、書換可能なディスクに記録されている
圧縮データの記録位置の整理を行うようにしている。こ
のようにすれば、この後のアクセスの高速化が図れると
いう効果が得られる。

【００９０】 第５のこの発明によれば、ホストコンピ
ュータからディスク上の残りのデータ記録容量の確認コ
マンドが発行された場合、ディスク上の未記録データ記
録容量の減少に対応して予想圧縮率を小さくした見かけ
上のデータ記録容量をホストに報告するようにしてい
る。したがって、圧縮率が予想より小さい場合にもデー
タを失う可能性がほとんどないという効果が得られる。

【００９１】

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明の一実施例の構成を示すブロック図で
ある。

【図２】ディスクの記録フォーマットの例を示す線図で
ある。

【図３】ＤＤＳセクタの記録内容の説明に供される線図
である。

【図４】割当対応テーブルの作成の説明に供されるフロ
ーチャートである。

【図５】割当対応テーブルの使用の説明に供されるフロ
ーチャートである。

【図６】割当対応テーブルの内容を示す線図である。

【図７】他の実施例の動作説明に供される線図である。

【符号の説明】

１ 光ディスク １０ ホストコンピュータ １１ 光ディスクドライブ １３ 圧縮手段 １４ 伸長手段 ＦＡＴ 割当対応テーブル

フロントページの続き (56)参考文献 特開 平２−42685（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−242477（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−346879（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−122655（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G11B 20/10

Claims (5)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ホストコンピュータから供給される圧縮
   前データを可逆符号化圧縮技術により圧縮データに変換
   するデータ圧縮手段を有し、 上記圧縮データをディスクに記録するに際し、上記ホス
   トコンピュータから受け取った圧縮前データの論理アド
   レスと、該ディスクに記録される圧縮後データの物理ア
   ドレスとを対応させた割当対応テーブルを該ディスク上
   に記録すると共に、 前記ディスクドライブ装置本体における予想圧縮率より
   実績圧縮率が小さくなった場合 に、圧縮後のデータのサ
   イズが残りのデータ記録容量以上のときのみ、この圧縮
   後のデータを記録するための特別の記録エリアを予め前
   記ディスク上に設けておくことを特徴とするディスクド
   ライブ装置。
2. 【請求項２】 前記割当対応テーブルの記録内容が非圧
   縮データであることを特徴とする請求項１記載のディス
   クドライブ装置。
3. 【請求項３】 前記特別の記録エリアを交替エリアとし
   たことを特徴とする請求項２記載のディスクドライブ装
   置。
4. 【請求項４】 前記ディスクが書換可能なディスクであ
   って、前記ホストコンピュータからのアクセスがない場
   合に、すでに該ディスクに記録されている圧縮データの
   記録位置の整理を、前記割当対応テーブルを利用して行
   うようにしたことを特徴とする請求項１乃至請求項３記
   載のいずれか１項に記載のディスクドライブ装置。
5. 【請求項５】 前記ホストコンピュータからディスク上
   の残りのデータ記録容量の確認コマンドが発行された場
   合、該ディスク上の未記録データ記録容量の減少に対応
   して予想圧縮率を小さくした見かけ上のデータ記録容量
   を該ホストコンピュータに報告するようにしたことを特
   徴とする請求項１乃至請求項４記載のいずれか１項に記
   載のディスクドライブ装置。