WO2000042515A1 - Dispositif de gestion des acces et procede de gestion des acces a un support d'enregistrement - Google Patents

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WO2000042515A1
WO2000042515A1 PCT/JP1999/005679 JP9905679W WO0042515A1 WO 2000042515 A1 WO2000042515 A1 WO 2000042515A1 JP 9905679 W JP9905679 W JP 9905679W WO 0042515 A1 WO0042515 A1 WO 0042515A1
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Yoshiyuki Okada
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    • H04N9/8042—Transformation of the television signal for recording, e.g. modulation, frequency changing; Inverse transformation for playback involving pulse code modulation of the colour picture signal components involving data reduction

Definitions

  • the present invention relates to an access control apparatus and method for controlling access to a recording medium in order to simultaneously record, reproduce, and reproduce data of a plurality of channels.
  • IEEE 1394 has a unique transfer mode called synchronous transfer in order to transfer audio and video data in real time, and guarantees that data is sent at a constant transfer rate. I have. Therefore, when recording video data on a storage device via the IEEE 1394 or when reproducing video data from the storage device, it is necessary to respond to real-time requests based on this synchronous transfer. .
  • the key is how many channels of data can be simultaneously recorded and played back efficiently while satisfying real-time requirements.
  • the seek wait indicates the time required for the disk head to move to a desired track. Wait for rotation at the bottom of the disc head. Indicates the rotation time of the disk until the beginning of a sector appears.
  • the verification indicates the confirmation processing of the write data, and the retry indicates the re-access when the access fails.
  • EDF Erar 1 Iest Deadline First
  • LSTF Least Slack Time First
  • SSTF Shortest Seek Time First
  • Figure 1 illustrates the concept of disk scheduling with EDF and SCAN.
  • the video data of four channels flows through the disk 1 in a time division manner.
  • C hi, Ch 2, Ch 3, and Ch 4 for C hl, Ch 2, and Ch 3, the process of writing the sent video data to disk 1 (W rite) is performed, and for Ch 4, a process (Read) of reading video data from the disk 1 is performed.
  • Conventional scheduling is often used for playback, and little consideration is given to write concurrency. Therefore, the video data of each channel is sequentially concentrated and concentrated so as to be easily read, and the address points of each channel are often distributed.
  • the address points indicating the data write / read position of each channel on the disk 1 are C hi, Ch 3 and Ch from the outer circumference to the inner circumference of the disk 1 as shown on the right end. 4, distributed in the order of Ch2.
  • the sent video data is temporarily stored in one buffer of the double buffer (buffer memory) 2.
  • the process of writing the first stored video data to the disk 1 must be completed.
  • Ch 1 during a period (round) T, data W 1 2 must be accumulated in double buffer 2 and data W 11 must be written from double buffer 2 to disk 1. I have to. The same applies to Ch 2 and Ch 3.
  • the video data is read from the disk 1 and temporarily stored in one buffer of the double buffer 2.
  • the process of pre-reading the next video data from the disk 1 and storing it in the other buffer of the double buffer must be completed.
  • the next data R 43 must be read from the disk 1 to the double buffer 2 while the data R 42 is being sent from the double buffer 2 during the period T.
  • Ch3, Ch4, Chl, Ch2, Ch3, Ch4 are accessed in that order.
  • Chl, Ch3, Ch4, and Ch2 are accessed in ascending order of seek distance from the head position, regardless of the order of access requests.
  • the seek direction is reversed, and access is made in the order of Ch2, Ch4, Ch3, and Chi.
  • the writing of C hi in the order of the access request is processed first in one cycle and last in the next cycle. Therefore, in the case of C hi, the access time interval may be too long to satisfy the access request. In order to satisfy such access requirements, it is necessary to make the buffer 2 larger.
  • the SCAN-EDF of (5) is a method in which the EDF and the SCAN are mixed, and can perform scheduling in consideration of both the seek time and the order of access requests.
  • Fig. 2 shows how video images of six channels Ch1 to Ch6 are input to a storage device at a fixed bandwidth (bit rate).
  • one transbonder corresponds to the capacity of one line in satellite broadcasting.
  • FIG. 4 shows such a bucket transfer procedure.
  • a 4-byte time stamp T is added to the 18-byte transport socket 3 to generate a 192-byte packet, which is a unit of 24 bytes. Divided into data blocks. Then, four (or other integers) data blocks are combined into one data block packet 4 and transmitted as a synchronous transfer packet.
  • the packet 4 is added with a header H of IEEE1394 and a CIP (Common Isochronous Packet) header for multimedia data overnight.
  • the CIP header defines the data block division method, and the receiving node can reconstruct the transport bucket 3 based on this information.
  • Block S and one packet.Block 'packet 4' is transferred, but if there is no packet 'block' packet 4, dummy packet 5 with only CIP header is used as a synchronous transfer packet. Will be transferred.
  • the current disk is divided into multiple zones (collection of tracks) taking advantage of the high-density feature, and adopting ZCAV (Zone Constant Angular Velocity) as the disk rotation control method, so that even at the same rotation speed
  • ZCAV Zero Constant Angular Velocity
  • the storage rate is increased by making the transfer rate of the outer zone faster than that of the inner zone.
  • the innermost transfer rate is, for example, about 60% of that of the outermost circumference.
  • the ASMO Advanced Storage Management Optocal disc
  • the ASMO is a magnetic field modulation type magneto-optical disk having a diameter of 120 mm and a maximum capacity of 6.1 GB (gigabyte) per side.
  • Figure 5 shows the configuration of the ASMO.
  • ASMO uses land / group recording to record data in both lands (mountains) 1 1 and groups (valleys) 1 2 at high density.
  • the capacity is increased by the method.
  • the pitch of Land 11 and Group 12 is 0.6 micrometer.
  • the thickness of the recording area 13 of the disc is 0.6 mm.
  • the recording area 13 is divided into 22 physical zones. That is, 22 physical zones are formed on one disk. One physical zone has thousands of tracks. The tracks are spirally formed on the disk.
  • the thickness of the central part (clamp part) 17 where no data is recorded on the disk so that the mechanism for fixing the disk to the drive device (chucking mechanism) can also be used as a CD or DVD. Is 1.2 dragons.
  • Each physical zone is provided with a predetermined number of tracks in the radial direction of the disk.
  • Each track is divided into one or more frames 14.
  • the frame 14 is divided into a plurality of segments.
  • the first segment is referred to as an address segment (AD RS) 15, and the other segments are referred to as data segments 16.
  • AD RS address segment
  • data segments 16 I have.
  • the address segment 15 and the data segment 16 are provided with a clock mark 17 indicated by a symbol in the figure.
  • the Single Sided Wobbled Address 18 is a one-way (also exists in both directions) wobble address indicating the location of the data.
  • ASM ⁇ the number of frames per rotation of the disk is 16 to 73.
  • the pit length of both land 11 and group 12 is 0.235 micrometer.
  • the ASMO is physically divided into 22 zones. These physical zones are arranged from the outer side to the inner side as shown in FIG. It is divided into 7 14 logical zones up to logical zone M + 2).
  • FIG. 6 the temporal change of the amount of data in the buffer is shown to the right of each of the logical zones N to M + 2.
  • the logical zone N to logical zone N + 1 of the ASMO is accessed, and data is read from the logical zone N to logical zone N + 1 into a buffer.
  • An example is shown in which data is read from a surrounding logical zone M + 2 to a buffer. In this case, while the head seeks from the outer logical zone N + 1 to the inner logical zone M + 2, the data held in the buffer is transferred to the external device and the amount of data in the buffer is transferred. Gradually decreases.
  • FIG. 7 is a diagram showing the data structure of the ASM ⁇ logical zone.
  • the logical zone 20 has a storage capacity of 8 MB (megabyte) and an adjacent 4 MB (megabyte) of RAM. It is composed of a pair of group 11 and group 4 of 4 MB (megabytes).
  • the logical zone 20 is divided into a user area (shown by hatching in the figure) and a spare area (shown by black in the figure) as shown in Fig. 7.
  • data starts in the user area in sector units. It is recorded sequentially from. At this time, if there is no defective sector in the user area, data is recorded only in the user area. However, if there is a defective sector in the user area, the data to be recorded in the defective sector is recorded in the spare area.
  • the spare area is used as a spare area for replacement processing when a defective sector exists in the user area.
  • SR slipping replacement
  • LR linear replacement
  • SR is a method that skips defective sectors and records data in the next sector in order. In this case, in the spare area, the trailing sector is recorded in such a manner as to be shifted by the number of defective sectors in the recording data sequence.
  • LR is a method of replacing defective sectors with spare areas.
  • FIG. 7 schematically shows the method of SR and LR.
  • (1) shows SR
  • (2) to (4) show LR.
  • (2) is a method of replacing defective sections in the spare area in the same logical zone
  • the ASMO provides an area for spare processing (spare area) in the groups and lands of the logical zone, so that even if it is necessary to perform the spare processing overnight, the access time can be reduced. It is configured as follows.
  • the physical zone is several hundred MB (megabyte), the logical zone is about 8 MB, and one physical zone contains about 30 to 50 logical zones.
  • the range of the logical zone is such that the beam can be jumped only by beam deflection scanning (optical seek) by driving the objective lens 30 without performing a seek operation for moving the head body (see FIG. 8).
  • optical seek beam deflection scanning
  • the figure shows that the area is accessible by the objective lens 30 (the maximum width of the defective block 31 and its spare block 32 is 200 tracks).
  • the speed of the optical seek by the objective lens 30 is about 5 ms at the maximum.
  • the logical zone is accessed sequentially in principle, even if the head moves to the maximum seek distance (the distance from the innermost circumference to the outermost circumference) in the next step. It guarantees that audio and video data can be captured and played back seamlessly.
  • the access waiting time for the movement of the maximum seek distance is 1 second. For this reason, real-time audio and video
  • an internal buffer that can hold 1 MB (megabyte) of data is provided.
  • FIGS. 9 and 10 are conceptual diagrams for realizing seamless capture and playback of audio and video data in an ASMO, respectively.
  • FIG. 9 shows a write operation of buffered audio / video data to the ASMO to logical zones N to N + 2.
  • FIG. 10 shows an operation of reading audio / video data from the logical zones N to N + 2 of the ASMO to the buffer.
  • ASMO only considers single-channel recording and playback, and simultaneous recording, simultaneous playback, or staggered playback (playback while recording) of multiple channels is still considered. It is not at present.
  • the current 3.5-inch M ⁇ (Magneto Optival disc) adopts Z CAV (Zone Constant Angular Velocity) as the rotation control method. For this reason, although the seek time is shorter than that of ASM 0, in the case of a 3.5-inch MO, the transfer speed is slower on the inner circumference than on the outer circumference. %), When simultaneous recording and simultaneous playback of multi-channel video data were attempted, higher processing performance was required, and there was a problem that the inner peripheral part could not cope with the processing. This problem is the same in HDD (Hard Disk Drive).
  • HDD Hard Disk Drive
  • ASMO adopts ZCLV (Zone Constant Linear Velocity), which keeps the overall transfer speed constant by changing the inner and outer rotation speeds as the rotation control method. 3.5
  • ZCLV Zero Constant Linear Velocity
  • a first object of the present invention is to provide an access control device and a method for efficiently processing more channels when processing access to a recording medium accompanying recording / playback of data of a plurality of channels in real time. That is.
  • a second object of the present invention is to enable simultaneous recording / reproduction of a plurality of channels on a recording medium for recording on lands and groups. Disclosure of the invention
  • FIG. 1 is a principle diagram of an access control device of the present invention.
  • an access control device includes a scheduling unit 11 and a control unit 12, and processes a plurality of access requests to a recording medium.
  • the scheduling unit 11 determines an end time limit of the access processing according to a change in the data transfer rate, and sets an execution schedule of a plurality of access requests in order of the end time limit.
  • the control means 12 controls the execution of those access requests according to the execution schedule. For example, in the case of synchronous transfer, the data transfer rate changes every moment according to the percentage of packets inserted.
  • the scheduling means 11 dynamically determines the end time limit of the write / read processing according to the transfer rate at each time, and sets a schedule for executing the write / read processing in order of the end time limit. . Then, the control means 12 controls the execution of the write / read processing according to the set schedule.
  • the end time limit is determined according to the actual transfer rate, and flexible scheduling is performed based on the time limit. For this reason, even when statistically multiplexed variable-rate video data is recorded and reproduced in real time, scheduling according to the transfer rate of each channel is performed, and recording and reproduction of a greater number of channels becomes possible.
  • the access control device includes the control means 12 and the determination means 13 and processes a plurality of access requests to the disk-type recording medium.
  • the deciding means 13 decides a write area for a plurality of write requests for writing data to the recording medium such that a plurality of write positions corresponding to the write requests are close to each other.
  • the control means 12 controls to sequentially write the write data of each write request to the write area.
  • the determining means 13 determines a write area including a plurality of write positions adjacent to each other, and the control means 12 sequentially writes the write data of each write request to a plurality of write positions in the write area. Control to write to. These writing positions correspond to, for example, continuous addresses in a zone provided on a disk-type recording medium.
  • the control means 12 corresponds to the MPU (microprocessor unit) 31 in FIG. 2 described later, and the control means 12 corresponds to the MPU 31, the LSI 32, the driver circuit 33, and the buffer memory 34.
  • the access control device is based on an access control device that controls simultaneous recording of a plurality of channels on a recording medium on which rotation control is performed based on ZCAV. And selecting means for selecting a plurality of zones from the recording medium so that the transfer speeds of the zones on the recording medium are averaged; and distributing the data of the plurality of channels to the plurality of selected zones. Control means for controlling the recorded information.
  • the selection means selects a plurality of zones by, for example, pairing an outer zone with an inner zone.
  • a plurality of zones are alternately accessed so that the transfer speed (transfer rate) over the entire recording medium is constant, and a request for simultaneous recording of data over a plurality of channels is made.
  • the performance total required performance
  • data of each channel can be correctly recorded on the recording medium.
  • the access control device is based on the premise that the access control device controls simultaneous recording of a plurality of channels on a recording medium on which rotation control is performed based on ZCAV.
  • Selecting means for selecting, from the recording medium, a plurality of zones having a transfer speed average equal to or higher than the total required performance which is the sum of the required recording performances of the evening; and the data of the plurality of channels is stored in the selected plurality of zones.
  • Control means for controlling so as to be recorded and recorded.
  • a plurality of zones are selected so as to be superior to the sum of the required performances of each channel (overall required performance). Then, since the data of each channel is distributed and recorded in the plurality of zones, the data of the plurality of channels can be correctly recorded on the recording medium.
  • the selection means selects the plurality of zones in consideration of, for example, a moving time of a head between the zones. Further, the selection means selects the plurality of zones in consideration of, for example, the number of the plurality of channels in addition to the moving time of the head between the zones. Such zone selection makes it possible to select a zone more precisely.
  • control means controls so that the data of each channel and its recording zone correspond one-to-one. This makes it possible to speed up the reproduction of the data on each channel, and to efficiently use the area after overnight deletion.
  • control means controls the data of each channel to be alternately recorded in each zone in block units. Further, the control means controls so that data of each channel is recorded alternately in the same zone.
  • data of a certain channel recorded in the certain zone is deleted from a certain zone.
  • garbage collection means for moving data of another channel currently recorded in the outermost zone to an empty area of the zone from which the data of the channel has been deleted.
  • an outer peripheral zone having a high transfer rate can be used efficiently, and high-speed channel recording can always be handled. It becomes possible to do.
  • the access control device of the sixth principle of the present invention in the access control devices of the third and fourth principles, further, when a request for reproducing data of a certain channel is received, the data of that channel is received. Equipped with reading means for continuously reading playback data from the zone where evening is recorded.
  • the access control device is based on the premise that the access control device controls simultaneous recording of a plurality of channels on a recording medium on which rotation control is performed based on ZCLV.
  • a selection unit that preferentially selects an outer peripheral zone having a large recording capacity when a request is received; and a control unit that controls so that the data of the plurality of channels is recorded intensively in the selected zone. Is provided.
  • the access control device is based on the premise that the access control device controls simultaneous recording of a plurality of channels on a recording medium on which recording is performed in a land / group system, Determining a land or a group in which the data of each channel is recorded in a one-to-one correspondence when the simultaneous recording request is received; and determining the data of each channel in accordance with the determined corresponding land or group.
  • control means for controlling so as to be distributed and recorded.
  • the control means for example, alternately converts data of each channel into lands and groups in units of logical zones. Control to be distributed and recorded.
  • the access efficiency to data of each channel can be improved.
  • the process of deleting the data of one of the simultaneously recorded channels can be speeded up, and the influence of the deletion on the access of the data of the other channel simultaneously recorded can be reduced.
  • the number of garbage collection runs can be reduced.
  • the access control device when the access control device further receives a request to delete data of a certain channel, the access control device transmits the data of the channel.
  • a deletion means for deleting the land or group in which it is recorded, and data of another channel recorded in another land or another group paired with the land or the group, in an empty area.
  • Garbage collection means for moving to a logical zone with a record and re-recording.
  • the access control device according to the eighth and ninth principles described above further comprises a request for reproducing data of a certain channel.
  • a reading means is provided for continuously reading reproduced data from a land or a group in which the data of the channel is recorded.
  • FIG. 1 is a diagram showing conventional disk scheduling.
  • FIG. 2 is a diagram showing a transfer at a constant rate.
  • FIG. 3 is a diagram showing variable-rate transfer data.
  • FIG. 4 is a diagram illustrating synchronous transfer.
  • FIG. 5 is a diagram showing a configuration of the ASMO.
  • FIG. 6 is a diagram showing a configuration of a logical zone in the ASMO.
  • FIG. 7 is a diagram illustrating a defect management operation method in ASM #.
  • FIG. 8 is a diagram illustrating an accessible area of the ASMO by only a lens operation.
  • FIG. 9 is a diagram for explaining the W rite operation in the ASMO.
  • FIG. 10 is a diagram for explaining the Read operation in the ASMO.
  • FIG. 11 is a principle diagram of the access control device of the present invention.
  • FIG. 12 is a configuration diagram of the storage system.
  • FIG. 13 is a flowchart of the principle of disk scheduling.
  • FIG. 14 illustrates the first disk scheduling.
  • FIG. 15 is a diagram showing a format of data recorded on a disc.
  • FIG. 16 is a diagram illustrating the second disk scheduling.
  • FIG. 17 is a diagram showing a schedule table.
  • FIG. 18 is a flowchart of the writing process.
  • FIG. 19 is a flowchart of the reading process.
  • FIG. 20 is a flowchart of the write Z read process.
  • FIG. 21 is a diagram illustrating a first sorting algorithm.
  • FIG. 22 is a diagram illustrating a second sorting algorithm.
  • FIG. 23 is a principle flowchart of the first zone determination process.
  • FIG. 24 is a principle flowchart of the second zone determination processing.
  • FIG. 25 is a diagram showing a plurality of zones and their transfer rates.
  • FIG. 26 is a diagram illustrating a writing process based on the number of channels.
  • FIG. 27 is a flowchart of the writing process based on the number of channels.
  • FIG. 28 is a flowchart of a write process using a zone pair.
  • FIG. 29 is a diagram showing a writing process using a zone pair.
  • FIG. 30 is a diagram showing the storage location of the control program.
  • FIG. 31 is a diagram showing a state in which the ASMO is divided into three logical zones.
  • Fig. 32 is a diagram showing how to record one channel of data on the ASMO shown in Fig. 31.
  • (a) is a logical zone
  • (b) is a group
  • (c) is along a land.
  • FIG. 5 is a diagram illustrating a recording method.
  • FIG. 33 is a diagram showing a method of recording data of two channels in the ASMO shown in FIG.
  • FIG. 34 shows a method of simultaneous recording of two channels after playback, deletion, garbage congestion, and garbage congestion when recording two channels of data simultaneously on the ASMO shown in Fig. 31.
  • FIGS. 5A and 5B are diagrams illustrating simultaneous recording of the first two channels
  • FIG. (C) is a diagram showing a method of simultaneous recording of two channels of Ch3 and Ch4 after the garbage filtration.
  • FIG. 35 is a flowchart illustrating the principle of a recording, reproducing, and deleting method for a land group type recording medium according to the present invention.
  • FIG. 36 is a diagram showing a configuration of zone division of a disk of a rotation control system of the ZCAV system and a configuration method of a zone pair for averaging a transfer rate.
  • FIG. 37 is a diagram showing the processing method related to the simultaneous recording of two channels on the disc of Fig. 36.
  • (a) shows the simultaneous recording of C hi, 2 and deletes Ch2
  • (b) shows the method of C
  • (c) is a diagram showing the simultaneous recording of Ch3 and Ch4 after the garbage collection of h1.
  • FIG. 38 is a flowchart showing a processing procedure for performing data recording by averaging the inner and outer transfer speeds.
  • FIG. 39 is a flowchart (part 1) illustrating an algorithm for selecting a free zone of a disk.
  • FIG. 40 is a flowchart (part 2) illustrating an algorithm for selecting a free zone of a disk.
  • FIG. 41 is a diagram illustrating a configuration example of a table for managing a stream.
  • FIG. 42 is a diagram showing a configuration example of a table for managing free zones of a disk.
  • FIG. 43 is a diagram showing a configuration of each zone of the disk of FIG. Figure 44 shows the process flow of the flowcharts in Figures 39 and 40. It is a figure which shows the state transition of the storage list of a trim management table and an empty zone management table.
  • FIG. 45 is a diagram showing an initial state of the disk having the zone configuration shown in FIG.
  • FIG. 46 is a diagram showing the transition of the recording format of stream data of the disk when the processing shown in the flowcharts of FIGS. 39 and 40 is performed on the disk having the zone configuration of FIG. ).
  • FIG. 47 is a diagram showing the transition of the recording mode of the stream data of the disk when the processing shown in the flowcharts of FIGS. 39 and 40 is performed on the disk having the zone configuration of FIG. 43. 2).
  • FIG. 48 shows the transition of the stream format of the disk when the processing shown in the flowcharts of FIGS. 39 and 40 is performed on the disk having the zone configuration of FIG. 43. Figure (3).
  • FIG. 49 is a diagram showing the transition of the recording mode of the stream data of the disk when the processing shown in the flowcharts of FIGS. 39 and 40 is executed on the disk having the zone configuration of FIG. 4).
  • FIG. 50 is a diagram showing the transition of the recording format of the stream data of the disk when the processing shown in the flowcharts of FIGS. 39 and 40 is executed on the disk having the zone configuration of FIG. (Part 5).
  • FIG. 51 is a diagram showing the transition of the recording mode of the stream data of the disk when the processing shown in the flowcharts of FIGS. 39 and 40 is performed on the disk having the zone configuration of FIG. 6).
  • FIG. 52 is a diagram showing the number of bytes in each zone of the ZCAV rotation control type disk divided into six zones, the track, and the transfer rate.
  • Fig. 53 shows how to record two channels simultaneously on the disk with the zone configuration shown in Fig. 52 without considering the access time and the number of channels.
  • (A) shows zone 1 and zone 2
  • (B) is an example of distributing and recording only in zone 1
  • (c) is an example of distributing and recording in zone 2 and zone 6.
  • Fig. 54 is a diagram explaining how to record two channels simultaneously on the disk with the zone configuration shown in Fig. 52 without considering the access time.
  • (A) is distributed and recorded in zone 2 and zone 3.
  • (B) is an example of dispersing and recording only in zone 1
  • (c) is an example of dispersing and recording in zone 5 and zone 6.
  • FIG. 55 is a diagram for explaining a method for simultaneously recording two channels on the disk having the zone configuration shown in FIG. 52 in consideration of the access time and the number of channels.
  • (B) is an example of distributing and recording in zone 1 and zone 2
  • (c) is an example of distributing and recording in zone 5 and zone 6.
  • Fig. 56 is a flowchart (part 1) showing an algorithm for selecting multiple zones and performing simultaneous recording on multiple channels so that the overall holding performance is superior to the overall required performance.
  • Figure 57 is a flowchart (part 2) showing an algorithm for selecting multiple zones and performing simultaneous recording of multiple channels so that the overall holding performance is superior to the overall required performance.
  • Figure 58 is a flowchart (part 3) showing an algorithm for selecting multiple zones and performing simultaneous recording of multiple channels so that the overall holding performance is superior to the overall required performance.
  • Fig. 59 shows the results of multiple measurements so that the overall holding performance is superior to the overall required performance.
  • 13 is a flowchart (part 4) illustrating an algorithm for simultaneously recording a plurality of channels by selecting a zone.
  • FIG. 60 is a flowchart showing an algorithm for simultaneously recording data of a plurality of channels on a disk of the rotation control system of ZCLV.
  • FIG. 11 is a principle diagram of the access control device of the present invention.
  • an access control device includes a scheduling means 41 and a control means 42, and processes a plurality of access requests to a recording medium.
  • the scheduling means 41 determines the end time limit of the access processing according to the change of the data transfer rate, and sets the execution schedule of a plurality of access requests in order of the end time limit.
  • the control means 42 controls the execution of those access requests according to the execution schedule.
  • the transfer rate of data transmission changes every moment according to the ratio of inserted dummy packets.
  • the scheduling means 41 dynamically determines an end time limit of the write / read processing according to the transfer rate at that time, and sets a schedule to execute the write Z read processing in the order of the end time limit. . Then, the control means 42 controls the execution of the write / Z read processing according to the set schedule.
  • an end time limit is determined according to an actual transfer rate, and flexible scheduling is performed based on the end time limit. For this reason, even when statistically multiplexed variable-rate video data is recorded in real time and Z-playback is performed, the transfer rate of each channel is Scheduling is performed according to, so that recording / playback of a larger number of channels becomes possible.
  • the access control device includes a control unit 42 and a determination unit 43, and processes a plurality of access requests to the disk-type recording medium.
  • the deciding means 43 decides a write area for a plurality of write requests for writing data to the recording medium such that a plurality of write positions corresponding to the write requests are close to each other.
  • the control means 42 controls to sequentially write the write data of each write request to the write area.
  • the determining means 43 determines a write area including a plurality of write positions adjacent to each other, and the control means 42 sequentially writes the write data of each write request to a plurality of write positions in the write area. Control to write to. These writing positions correspond to, for example, continuous addresses in a zone provided on a disk-type recording medium.
  • the scheduling means 41 and the decision means 43 in FIG. 11 correspond to an MPU (microprocessor unit) 61 in FIG. 12 described later, and the control means 42 includes the MPU 61 and the LSI 62 , The driver circuit 63, and the buffer memory 64.
  • dummy packets are omitted from the received transfer bucket, and valid data is temporarily stored in a buffer memory in fixed block units. At this time, the more dummy packets, the more time it takes to accumulate valid data. Then, an end time limit is set as needed according to the accumulation time of each channel, and scheduling is performed according to the end time limit.
  • the scheduling time constraint is moderated, and more channels or faster channels can be processed.
  • the data can be centrally collected (in chronological order) using the outer peripheral zone of the disk with higher transfer capability as an access point. Schedule to write continuously. This alleviates the time constraints of both the transfer rate and the seek wait, allowing more channels or faster channels to be processed.
  • FIG. 12 is a configuration diagram of a storage system including the access control device according to the embodiment of the present invention.
  • the storage system of FIG. 12 includes a storage device 51, an STB 52, and a digital TV 53, and these devices are connected to each other by an IEEE 1394 line 54. I have.
  • the STB 52 receives, for example, MPEG video data from an external network, and transfers it to the storage device 51 by synchronous transfer.
  • digital TV 53 is a storage device Reads the video data stored in the source 25 and displays it on the screen.
  • the circuits that control disk access include a disk access control MPU 61 (microprocessor unit), an IEEE 1394 LSI 62, a disk dryino 63, and a buffer memory 6 4, each of which is connected to each other by a bus 65.
  • a disk access control MPU 61 microprocessor unit
  • IEEE 1394 LSI 62 microprocessor unit
  • disk dryino 63 disk dryino 63
  • buffer memory 6 buffer memory
  • the LSI 62 operates as a communication interface between the line 64 and the storage device 51.
  • the buffer memory 64 is composed of, for example, 16 unit blocks each having a capacity of 64 kilobytes (KB), and the video data transmitted via the line 64 or the video transmitted to the line 54 is provided. Temporarily store data.
  • the MPU 61 receives the Read ZW rite instruction input from the line 54, and determines the access execution order and the read / write Z write location of the disk 66 according to a disk scheduling algorithm. Then, a disk drive (not shown) on which the disk 66 is mounted is accessed via the driver circuit 63 according to the order.
  • FIG. 13 is a flowchart illustrating the principle of disk scheduling by the MPU 61.
  • the MPU 61 temporarily stores data in a unit block of a fixed capacity in the buffer memory 64 in accordance with a real-time instruction of a plurality of channels of ReadZWrite (step S1).
  • the unit block size is usually determined according to the disk track size, and is set to about 64 KB.
  • the end time limit of each channel is determined according to the time required for temporarily storing data in the unit block of the buffer memory 64 (step S2).
  • the received transfer Of the sending buckets only the overnight of the block bucket is stored, and the dummy packets are discarded. Therefore, the processing time varies depending on the frequency of appearance of dummy packets, and the transfer rate becomes variable.
  • scheduling is performed based on the SCAN-EDF for each cycle corresponding to the maximum transfer rate among a plurality of channels (step S3).
  • the maximum transfer rate is equivalent to the rate when data, blocks, and packets are continuously transferred without a dummy bucket.
  • the data transfer time per unit block is the shortest.
  • a new end time limit is determined for each shortest data transfer time. Therefore, in order to prevent scheduling errors in such a case, scheduling is performed periodically with the shortest data transfer time per unit block as the cycle.
  • the process whose end time is approaching is scheduled with priority. If there are multiple processes with the same end time limit, the channel with the shorter seek distance is given priority. In this way, by applying the end date determined in step S2 to SCAN_EDF, the time constraint becomes more moderate according to the actual processing situation.
  • FIG 14 shows an example of such disk scheduling.
  • W rite processing is performed on the three channels C hl, Ch 2, and Ch 3, and Ch 4
  • Read processing is performed.
  • Bucket W contains data, blocks, and buckets containing write data.
  • Packet R represents a data block packet including read data
  • packet D represents a dummy packet.
  • the buffer memory 64 three unit blocks 64a are assigned to each channel.
  • the “Maximum transfer rate”, “End date information”, and “Binary data indicating the types of valid packets and dummy packets in chronological order” are recorded on the disk together with “Valid data”. 6 Recorded in 6. These data are recorded on a disk 66 via a buffer memory 64 in a format as shown in FIG.
  • the maximum transfer rate is represented, for example, by the number of effective data bytes per packet.
  • the end time limit information for example, the time required for temporarily storing data of a unit block may be recorded, and the total number of valid packets and dummy buckets received during that time may be recorded. Is also good. In Figure 15, the latter expiration date information is used. As the binary data in FIG. 15, a binary sequence in which an effective bucket is represented by logic “1” and a dummy bucket is represented by logic “0” is used.
  • the end date information and the binary data are used in the Read process for valid data.
  • the end date of the Read process is determined using the recorded end date information, A bucket is inserted according to the binary data to be transferred.
  • the receiving side can perform asynchronous (Asynchronous) transfer, only valid packets may be transmitted without inserting dummy packets.
  • the READ processing is performed by asynchronous transfer, another transfer mode of IEEE 1394, while guaranteeing the transfer at the receiving side's pace. Can be performed.
  • the transport 'bucket 3' shown in Fig. 4 contains 192 bytes of valid data, and when the unit block size of the buffer memory 64 is about 64 KB at the disk track level. In this case, data corresponding to about 3 packets 3 are accumulated in the unit block of the buffer memory 64. Therefore, if two data blocks / packet 4 are generated from packet 3, the expiration date is determined by the time required for approximately 680 data blocks / packet 4 to be accumulated at one time. It is determined.
  • the capacity of the unit block 64a of the buffer memory 64 is set to four effective buckets, and it is necessary to accumulate four effective packets.
  • the expiration date will be determined based on the time that has been set.
  • # 1 to # 10 each arrow Indicates the Lead ZWrite processing corresponding to the four valid packets, and the number of the arrow indicates the execution order of the scheduled processing.
  • the origin of the arrow indicates the timing of determining the end date, and the tip of the arrow indicates the determined end date.
  • the end time of the Read process is determined according to the read end time information, and the accumulated valid data is stored in the buffer memory 64 according to the read binary data "1 0 1 0 1 0 1". It is sent by synchronous transfer from. At this time, an effective packet R is sent out in response to the logic "1" of the binary data, and a dummy bucket D is sent out in response to the logic "0". At the same time, valid data for the next four packets is read from the disk 66 and temporarily stored in the buffer memory 64.
  • # 3 During the processing of # 2, first, the temporary storage of the data of the four valid buckets W in the buffer memory 64 is completed at C hi and Ch 3, and the end time limit is reached from the temporary storage time. It is determined. At this time, other information shown in Fig. 15 is also stored together with the valid data.
  • the W rite process of Ch 1 is scheduled with priority.
  • the Read ZW rite processing of each channel is scheduled in order from the earliest end time limit.
  • # 6 is Ch3
  • # 7 is Ch4
  • # 8 is Chi
  • # 9 is Ch3
  • # 10 is Ch2.
  • the execution order of the processing is set not in the order in which the temporary storage in the buffer memory 64 ends, but in the order of the end period determined from the time required for the temporary storage. Therefore, when scheduling a plurality of W rite processes, the disks 66 are not always accessed in the order in which the temporary storage has been completed.
  • each channel has a buffer area 64a for three unit blocks, and two blocks are used for transfer to and from the disk 66 according to the change in the end time limit.
  • the transfer to and from LSI 62 uses one block.
  • the capacity of the buffer memory 64 is limited, it is necessary to set an upper limit for the expiration date. You.
  • the time required for temporary storage is in the range of 4 to 8 buckets of transfer time. Therefore, let us consider a case where data is input to the buffer memory 64 at the maximum transfer rate immediately after the end time limit is set based on the transfer time of the longest eight packets. In this case, two blocks of data are stored in the buffer memory 64 while one block of data already stored is written to the disk 66. Therefore, a buffer area of at least 3 blocks is required for each channel, and the end time must be set within the transfer time of 8 buckets.
  • the upper limit of the end time limit is determined by the storage time required to store valid data at the maximum transfer rate in an available area of the buffer memory 64.
  • this storage time matches the temporary storage time per unit block (transfer time of 8 packets) when the transfer rate is half the maximum transfer rate, and it is assumed that the transfer rate does not become smaller. I assume.
  • the end time limit information When the total number of valid buckets and dummy packets is used as the end time limit information, it is easy to convert this to time or time.
  • the range of the end expiration information is 418 packets
  • the transfer time of one packet in IEEE1394 is 125 s. Therefore, when 4 to 8 packets are converted into transfer time, the transfer time is 500 Ms to 1 ms, and the end time limit is a time when 500 S to 1 ms has elapsed from the start time.
  • the start time the time when the temporary storage in the buffer memory 64 is completed is used.
  • Figure 16 shows that the synchronous transfer packet contains a dummy packet.
  • An example of disk scheduling when there is no disk is shown.
  • the processing start time and transfer rate of each channel are the same, the end deadlines of those processings are the same. Therefore, based on the algorithm of SCAN-EDF, the execution order of two or more processes with the same end period is set in the order of the same seek direction and the shortest seek distance.
  • the process starts with two lead processings of Ch4 (# 1 and # 2), moves to the rite processing of Ch2 (# 3), and changes the seek direction to Chh. 4 (# 4), Ch 3 (# 5), and C hi (# 6) are scheduled in this order. Then, # 7 is (3 11 1, # 8 is Ch 3, # 9 is Ch 4, # 10 is # 1 1 is ⁇ 11 2, # 1 2 is Ch 4, # 1 3 is C h 3 and # 1 4 become C hi.
  • the MPU 51 holds a schedule table (not shown) in which the processing of each channel to be executed is registered, and performs disk access scheduling using this table.
  • FIG. 17 shows a schedule table when 2 N (two per channel) processing instructions are received for N channels.
  • One of the planned Lead ZW rite processing is shown.
  • the figure shows a state in which m elements are registered in the schedule table 70, and those m elements have an end time T Are arranged in ascending order.
  • W i indicates W r i e processing
  • R j and R k indicate R e ad processing.
  • FIG. 18 is a chart of the scheduling and execution of the W rite processing.
  • the variable m used in the flowchart of FIG. 11 indicates the number of elements ⁇ r de er (I) registered in the schedule table 70.
  • the MPU 51 first determines whether or not the write data for the unit block is temporarily stored in the buffer memory 64 in any one of the channels k (step S11). If the temporary storage has not been completed, the determination in step S11 is repeated.
  • an end time limit Tk of the W rite process of the channel k is calculated according to the time required for the temporary storage (step S12). Since the temporary storage time depends on the transfer rate of channel k, the end time limit Tk also changes accordingly. The transfer rate of channel k varies depending on the ratio of the dummy buckets, but is not expected to change significantly during the transfer of data for two unit blocks. Therefore, the temporary storage time of the data of the next unit block is also about the same, and the already stored data has only to be written to the disk 66 within this time. Therefore, for example, the temporary storage time is added to the current time acquired from the timer to calculate the end time limit T k.
  • a W rite process of channel k is registered at the bottom of the schedule table 70 in which m unprocessed W rite processes are arranged in order of earliest end date (step S13). That is, after the value of the variable m is incremented by "1", Tk is registered in Order (m). At this time, Wk, Ck, and Ak are also registered in Order (m).
  • Step S 11 the end expiration date T of the m elements including the registered Order (m) is compared, the elements are rearranged in an earlier order (step S 14), and the process returns to step S 11 and returns to step S 11. 11.
  • Steps S11 to S14 are performed by adding a new element to the schedule table 70 each time the unit block data of a certain channel is stored in the buffer memory 64. This process sorts the elements registered in Table 70 in ascending order of the expiration date. As a result, the elements Ord er (1), Ord er (2),... Are registered in the schedule table 70 in order from the one with the earliest end date.
  • step S16 the driver circuit 63
  • the data of channel i registered in ⁇ rder (1) stored in the buffer memory 64 is written at the address A i on the disk 66.
  • the MPU 61 increments the element numbers of the registered elements below Ord er (2) by one in the schedule table 70 (step S17).
  • FIG. 19 is a flowchart illustrating scheduling and execution of the Read process.
  • the data of two unit blocks of the buffer memory 64 is pre-read from the disk 66 by the driver circuit 63, and is temporarily stored in the buffer memory 64 (step S21). Now, it is assumed that the data of the first block is being transferred from the buffer memory 64 to the LSI 62 on the channel k, and the data of the next block has been prefetched.
  • the MPU 61 first determines whether or not the read data of the unit block has been sent from the buffer memory 64 in any one of the channels (step S22). If the sending is not completed, the determination in step S22 is repeated.
  • step S22 when it is determined that the transmission of the data of the channel k has been completed, the readout of the data of the next block of the channel k, which has already been pre-read, is performed in accordance with the read end date information of the data of the channel k. place The end date Tk of the process is calculated (step S23).
  • the transfer time is determined by the end time limit information indicating the temporary storage time in the buffer memory 64 at the time of writing. Therefore, for example, the end time Tk is calculated by adding the time corresponding to the end time information to the current time acquired from the evening image.
  • the driver circuit 63 may read the data of the next unit block from the disk 66 before the end time limit Tk.
  • step S13 of FIG. 18 the Rad processing of the channel k is registered at the bottom of the schedule table 70 including m unprocessed R read processings (step S2 4 ). Then, in the same manner as in step S14 of FIG. 8, the m elements are rearranged in ascending order of the end time limit (step S25), and the processing of steps S22 to S25 is repeated.
  • the MPU 61 executes the loop processing of steps S26 to S28 in parallel with the loop processing of steps S22 to S25.
  • the MPU 31 first determines whether the access to the buffer memory 64 has been completed in any of the channels (step S31). If the access has not been completed, the determination in step S31 is repeated.
  • step S31 when it is determined that the access to the buffer memory 64 of the channel k has been completed, the type of the completed access is temporarily stored in the Write process and transmitted in the Read process. Is determined (step S32). If the access is temporary storage, the end time limit Tk is calculated from the temporary storage time in the same manner as in step S12 in FIG. 18 (step S33). On the other hand, if the access is sent, the end time limit Tk is calculated from the end time limit information of the next block in the same manner as in step S23 in FIG. 19 (step S34). Next, in the same manner as in step S13 of FIG. 18, the process of the channel k is registered at the bottom of the schedule table 70 (step S35). At this time, Wk is registered for W rite processing, and Rk is registered for R ead processing.
  • step S36 the elements of the schedule table 70 are rearranged (step S36), and the loop processing of steps S31 to S36 is repeated in the same manner as step S14 in Fig. 18.
  • step S38 the type of processing registered in the first element Order (1) is checked by referring to the schedule table 70 (step S38). If “W” is registered, the driver circuit 63 is instructed to execute the W rite process (step S 39). If “R” is registered, the driver circuit 63 executes the read process. The circuit 63 is instructed (step S40).
  • step S37 the numbers of elements below Order (2) are incremented by one in the schedule table 70 (step S41), and step S37 is performed.
  • step S 14 in FIG. 18, step S 25 in FIG. 19, and step S 36 in FIG. Several algorithms can be considered accordingly.
  • the algorithm for comparing newly registered elements in Figure 17 with the next higher element is as shown in Figure 21.
  • the MPU 61 first compares the newly registered deadline Tk (m) of Order (m) with the deadline Tj (m — 1) of Order (m—1). If Tk (m)> Tj (m-1), the sorting is terminated.
  • Tk (m)> T j (mZ 2) then another half-order element Order (3 m / 4) between Order (mZ2) and Order (m) Tk (m) is compared with T j (3 m 4) as a comparison target.
  • Tk (m) ⁇ Tj (/ 2) then compare Tk (m) with Tj (m / 4).
  • the disc 66 is provided with a plurality of zones composed of one or more tracks.
  • the transfer rate of the outer zone is higher than that of the inner zone. Therefore, taking into account the difference in transfer rate between these zones, the zone to be written is dynamically changed according to the situation.
  • FIG. 23 is a flowchart illustrating a first principle of a process of determining a zone according to the number of W rite processes for a plurality of real-time write requests.
  • the MPU 61 temporarily stores data in the buffer memory 64 in fixed block units in accordance with the real-time instructions of the Read ZW rite of a plurality of channels (step S51).
  • the size of a unit block is usually about 64 KB.
  • step S52 the write zone on the disk 66 is changed to the outer periphery according to the number of executions (step S52), and the number of executions of the W rite instruction decreases. If so, the write zone is changed to the inner circumference according to the number of executions (step S53).
  • the number of executed W rite instructions and the zone are associated in advance, and the transfer rate is optimized by moving the write zone according to the number of simultaneously executed W rite processes.
  • the MPU 61 moves the write address to the outer peripheral zone corresponding to the execution number
  • the write address corresponds to the execution number. Move to the inner zone. In this way, when the number of W rite processes increases, the processing efficiency is improved by using the outer zone having a higher transfer rate.
  • FIG. 24 is a flowchart illustrating a second principle of the process of determining a zone according to the transfer rate of the W rite process for a plurality of real-time write requests.
  • the MPU 61 temporarily stores data in the buffer memory 64 in fixed block units according to the real-time instructions of R ad / W r i t e of a plurality of channels (step S61).
  • step S62 when the number of executed real-time W rite instructions increases, the write zone on the disk 36 is changed to the outer periphery according to the total execution rate of those instructions (step S62), and W When the number of executed rite instructions decreases, the write zone is changed to the inner circumference according to the total execution rate of those instructions (step S63).
  • the zones are moved in consideration of the relationship between the sum of the transfer rates required by multiple Write instructions and the transfer rate of each zone, so that more detailed optimization than the method in Figure 23 can be achieved. It is planned.
  • step S62 for example, if the sum of the transfer rates requested by a plurality of W rite instructions exceeds the reference transfer rate of the zone corresponding to the current head position, the MPU 61 Move to the zone.
  • step S63 for example, the sum of the transfer rates is 0
  • the write address is moved to the zone further inside. In this way, by moving to a more optimal zone area in accordance with the sum of the transfer rates requested by a plurality of W rite instructions, the disk 6 can be used efficiently,
  • FIG. 25 shows an example of a plurality of zones on the disk 66 and the transfer rate of each zone.
  • Disk 36 is divided into six zones Z1 to Z6, and the capacity of zones Zl, Z2, Z3, Z4, Z5, and Z6 each is 92 KB per track (kilobytes). ), 100 KB,
  • the transfer rates of zones Zl, Z2, Z3, Z4, Z5 and Z6 are 15. These are 4 MB / s, 16.8 MB / s, 18.1 MB / s, 19.5 MBZs, 20.9 MBZs, and 22.3 MBZs.
  • the transfer rate of the innermost zone is about 60% of that of the outermost zone.
  • FIG. 26 shows an example of a process of writing data to a zone as shown in FIG. 25 according to the zone determination process of FIG.
  • the number of channels for W rite processing is 1 (C hi)
  • the innermost zone Z 1 is selected, and C hi, C hi, C hi, C along the track direction (circumferential direction).
  • Data is written to consecutive addresses in zone Z1 in the order of h1,.
  • zone Z 2 is selected, and the continuous zone Z 2 in the order of C hl, Ch 2, C hl, Ch 2, ...
  • the data is written to the address.
  • zone Z3 When the number of channels is 3 (Chl to Ch3), zone Z3 is selected, and data is stored in continuous addresses of zone Z3 in the order of Chl, Ch2, Ch3, ... Written. If the number of channels is 4 (Chl to Ch4), zone Z4 is selected and Chl, Ch2, Ch3, Ch4, ... One night is written to the continuous address. If the number of channels is 5 (Chl to Ch5), the zone
  • zone Z5 is selected, and data is written to consecutive addresses of zone Z5 in the order of Chl, Ch2, Ch3, Ch4, Ch5.
  • zone Z6 is selected, and the order of Chl, Ch2, Ch3, Ch4, Ch5, and Ch6 is selected. Then, data is written to the continuous address of zone Z6.
  • a reference transfer rate is set for each zone, and the sum of the transfer rates of the Write processing is compared with the reference transfer rate to determine the write zone. It is determined.
  • the transfer rate of each W rite process is calculated, for example, from the temporary storage time per unit block in the memory 64.
  • the reference transfer rate a value less than or equal to the transfer rate of each zone shown in Fig. 25 is used.
  • a value of about 30% of the transfer rate of each zone is used, and zones Zl, Z2, Z3, Z4, Z5,
  • the reference transfer rates of Z6 are 5.0 MBZs, 5.5 MB / s, 6.0 MBZs, 6.5 MB / s, 7.0 MBZs, and 7.5 MBZs, respectively.
  • the innermost zone Z 1 is selected, and as in FIG. 26, Data is written to consecutive addresses in zone Z1. If the sum of the transfer rates is greater than 5. O MBZ s and less than 5.5 MBZ s, the data is written to the continuous addresses of zone Z2.
  • the data of each channel is written in the same or adjacent zone on the disk 66 and written as sequentially as possible according to the scheduled order. As a result, it is possible to reduce the time required for the disk 66 to wait for a seek or rotation.
  • the outer adjacent zone is automatically selected, and if all the outer zones are full, the inner zone is selected. You.
  • FIG. 27 is a flowchart of the W rite processing based on the zone determination processing of FIG.
  • the storage device 51 first receives and executes the simultaneous write commands of the N channels (step S71), and checks whether the number of channels of the simultaneous write process has been increased or decreased (step S71). 7 2).
  • step S73 the writing zone is moved outward by one, The number of channels N is incremented by 1 (step S73), and the simultaneous write processing of the N channels is executed in the scheduled order (step S74). At this time, the data of each channel is sequentially written in the selected zone, and the processing after step S72 is repeated.
  • the transfer rates are averaged over the entire disk, and a constant transfer rate can be obtained.
  • the average transfer rate of the six zones in Figure 12 is 18.8 MBZs.
  • FIG. 28 is a flowchart of such a W rite process.
  • the storage device 51 temporarily accumulates data in the buffer memory 64 in fixed block units in accordance with the Write real-time instruction of the plurality of channels (step S81).
  • the driver circuit 63 applies, to one of the zones of the zone pair, the number of blocks corresponding to the number of executions corresponding to the Write instructions of a plurality of channels.
  • the evening is written continuously (step S82), and the head is moved (seeked) to the other zone of the zone pair (step S83).
  • step S84 block data for the number of executions corresponding to the Write instruction of multiple channels is continuously written to the destination zone (step S84), and the head is returned to the other zone of the zone pair. (Step S85).
  • step S86 it is determined whether or not the writing data has been completed. If the data has not been completed, the processing from step S82 is repeated. Then, if the process is completed in step S86, the process ends.
  • data is sequentially written to each zone while the heads alternately move between the inner zone and the outer zone forming a zone pair.
  • the data is not written centrally on a portion of the disk 36, but is written while being distributed in units of zones.
  • the transfer rate is averaged over the entire disk, thereby improving processing efficiency.
  • FIG. 29 shows an example of the write processing of FIG. If the number of channels of W rite processing is 3 (Chl to Ch3), and the innermost zone Z1 and the outermost zone Z6 are a zone pair, first, in the zone Z1, Ch1 , Ch2, Ch3, and so on, the data is written to the continuous address, and then seek to zone Z6, and the continuous address is written in the order of Chl, Ch2, Ch3, ... Data is written to the dress. Such an operation is repeated until the data writing is completed, and the disk head performs a three-channel continuous data writing while reciprocating between zone Z1 and zone Z6. As described above, disk access control is mainly performed by the MPU 61 in FIG.
  • the MPU 61 includes a microprocessor 71 and a memory 72 as shown in FIG.
  • the memory 72 includes, for example, a ROM (read only memory), a RAM and a memory access memory, and the like, and stores programs and data used for control.
  • the microprocessor 71 performs necessary processing by executing a program using the memory 72.
  • the medium driving device 73 connected to the bus 75 drives the portable recording medium 74 and accesses the recorded contents.
  • the portable recording medium 74 any computer-readable recording medium such as a memory card, a floppy disk, a CD-ROM (Compact Disk Read Only Memory), an optical disk, and a magneto-optical disk (Magneto-Optical disk) can be used. Used.
  • the above-described program and data can be stored in the portable recording medium 74, and can be used by loading them into the memory 72 of the MPU 61 as necessary.
  • the MPU 61 can receive the above-mentioned programs and data from an external network via the LSI 62 and load them into the memory 72 for use.
  • the present invention can be applied not only to processing of video and audio data in a home network, but also to any application in which data must be processed in real time. For example, the same control can be performed when the data to be processed is taken into a computer system.
  • any recording medium including a memory disk and the like including a magnetic disk, an optical disk, and a magneto-optical disk can be used.
  • recording / reproducing of a large number of channels can be performed by determining an expiration date in accordance with an actual transfer rate of write data and scheduling disk access based on the expiration date.
  • the processing is made more efficient, and recording / reproducing of more channels becomes possible.
  • FIGS. 31 to 33 are diagrams illustrating a recording method according to an embodiment in which the present invention is applied to an ASM # as a recording medium. Note that the present invention is not limited to ASM ⁇ , but is also applicable to other storage media employing the land / group recording method.
  • FIGS. 31 to 33 show examples of recording data in three logical zones LZl, LZ2, and LZ3 for easy understanding.
  • each logical zone LZ1, LZ2, LZ3 has an adjacent group 101 and land 102, and has a group 101 and land 102 to address defective sectors. Subsequent to each of 102, replacement sectors 104 and 105 are provided.
  • FIG. 32 is a diagram for explaining a method of sequentially recording data of one channel in the logical zones LZ1, LZ2, and LZ3.
  • FIG. 7A shows an example in which data is recorded in units of logical zones. Data is recorded in the order of logical zones LZ1, LZ2, and LZ3 in the order of 1 to 6. That is, in this case, data is recorded in order of the group 101 and the land 102 in each logical zone.
  • FIG. 11B shows an example in which data is recorded only in the group 101, and the logical zones LZ1, LZ2, and LZ3 are arranged in the order of the groups 101, respectively. The night is recorded in order.
  • FIG. 3C shows an example in which data is recorded only in the land 102, and data is recorded in the logical zones LZ1, LZ2, and LZ3 in that order in each land 102.
  • FIG. 33 is a diagram for explaining a method of simultaneously recording two channels of data in the logical zones LZ1, LZ2, and LZ3.
  • 1-1 to 1-3 indicate the data of the channel Ch i
  • 2-1 to 2-3 indicate the data of the channel Ch 2.
  • data is recorded alternately in groups 101 and lands 102 in the order of logical zones LZ1, LZ2 and LZ3, but the data of channel Ch1 is recorded in logical zones LZ1, LZ1 2.
  • Recorded in group 101 of LZ3, and the data of channel Ch2 is recorded in land 102 of logical zones LZ1, LZ2 and LZ3.
  • data of a new channel can be concentrated and recorded at a high speed in a place where the recorded data has been deleted.
  • FIG. 34 shows two channels recorded simultaneously on channels C hi and Ch 2 by the method shown in Fig. 33 (a), and then the recording on channel Ch 2 was deleted.
  • FIG. 11 is a diagram illustrating an example of a process of performing a garbage collection of recording data overnight.
  • the data of the channel Ch1 is assigned to the group 101 of the logical zones LZ1, LZ2, and LZ3, and the land 10 of the logical zones LZ1, LZ2, and LZ3.
  • the data of channel Ch 2 was recorded simultaneously on 2. In this case, head seek is not required.
  • the data of the channel Ch2 is deleted from the lands 102 of the logical zones LZ1, LZ2, and LZ3 as shown in FIG. In this case, since the data of channel Ch 1 is continuously recorded in group 101 of logical zones LZ 1, LZ 2, and LZ 3, the playback of data of channel Ch 1 is smooth. Can be executed.
  • the group 1 0 1 and the land 1 0 2 logical zone over emissions LZ 3 becomes a free area together (Thus, as shown in FIG. (E), It becomes possible to simultaneously record the data of the channels Ch3 and Ch4 in the group 101 and the land 102 after the logical zone LZ3, respectively.
  • a recording, playback, or deletion instruction is stored in a stack (push-up stack) (step S91).
  • step S92 it is determined whether or not there is an instruction on the stack (step S92), and if there is no instruction, the process ends. On the other hand, if it is determined in step S92 that the instruction exists, the instruction is taken out of the disk and it is determined whether the instruction is a recording instruction, a reproduction instruction, or a deletion instruction of lch or 2ch. (Step S93).
  • step S94 If it is a recording instruction of 1 ch, recording is performed along a logical zone, a group, or a land (step S94). If it is a recording instruction of 2 ch, one channel is recorded along the group and the other channel is recorded along the land (step S95). After the processing in steps S94 and S95, the process returns to step S92.
  • step S93 If it is determined in step S93 that the instruction is neither the lch nor the 2ch recording instruction, then it is determined whether the instruction is a reproduction instruction or a delete instruction (step S96). If it is a reproduction command, the reproduction of 1 ch is performed (step S97), and the process returns to step S92.
  • step S96 it is determined whether the deletion command is a deletion command. That is, it is determined whether or not one of the channels is deleted when 2 ch is simultaneously recorded (see FIG. 33).
  • step S99 the specified 1ch record is deleted (step S99), and the process returns to step S92. That is, if the 1 ⁇ h record is deleted as shown in FIG. 32, the record of the designated channel from the logical zone, group, or land is deleted.
  • Step S100 space is created in the logical zone group or land.
  • step S101 it is determined whether there is sufficient free space in the logical zone on the disk (step S101). If there is enough free space, the process returns to step S92, but if there is not enough free space, the channels not deleted in step S100 are prepared for simultaneous recording of the next two channels. The record is garbage-collected in the logical zone in which a group or land has been vacated in step S100 (step S102).
  • This garbage collection is performed by the method shown in FIGS. 33 (b) and (c). As a result, the number of logical zones that become free areas increases. After the processing in step S102, the process returns to step S92.
  • the recording can be smoothly performed later.
  • the number of executions of the garbage congestion can be reduced without creating a blank area.
  • FIG. 36 shows an example in which the disk 110 is divided into six zones 1 to 6 in the same format as the disk 66 in FIG. 25 described above, and the average transfer rate is 18.8. MB / s is obtained.
  • FIG. 37 is a view for explaining processing when 2ch simultaneous recording is applied to the disk 110 having the zone division structure shown in FIG.
  • zones 1 and 6 are paired as shown in (a) in the same figure, and that data of channels Chl and 2 are simultaneously recorded in zones 6 and 1 respectively.
  • the data of each channel is recorded in the track (circumferential) direction.
  • head seeks alternate between Zone 6 and Zone 1.
  • zone 6 and zone 2 are paired, and zones 6 and 2 are assigned to channels Ch3 and 4, respectively. Perform simultaneous recording.
  • FIG. 38 is a flowchart for explaining an algorithm for realizing the processing shown in FIG.
  • a recording, playback, or deletion instruction is stored in a stack (push-up stack) (step S111).
  • a stack push-up stack
  • step S112 if it is determined in step S112 that the instruction exists, the instruction is taken out of the stack, and it is determined whether the instruction is a recording instruction, a reproduction instruction, or a deletion instruction of 1ch or 2ch. (Step S113).
  • step S114 If it is a recording instruction of 1 ch, the data of the specified channel is recorded with priority given to the inner zone (step S114). If the recording command is 2 ch, one channel is alternately recorded along the inner zone, and the other channel is alternately recorded along the outer zone (step S115). After the processes in steps S114 and S115, the process returns to step S112.
  • step S193 If it is determined in step S193 that the instruction is neither a 1ch nor a 2ch recording instruction, then it is determined whether the instruction is a playback instruction or a deletion instruction (step S11). 6). If it is a reproduction command, lch is reproduced (step S197), and the process returns to step S112.
  • step S116 it is next determined whether the delete command is for deleting one of the 2ch records (step S118). That is, it is determined whether or not one of the channels is deleted when the recording is performed simultaneously for 2 ch (see FIG. 37 (a)).
  • step S119 If the instruction is to delete the lch record instead of deleting one of the 2ch records, the specified 1ch record is deleted (step S119), and the process returns to step S112.
  • step S1208 when recording two channels simultaneously in step S128, one channel If the instruction is to delete a channel, the record of one of the channels is deleted (step S120). In this case, an empty area is generated in the inner or outer zone.
  • step S122 it is determined whether the zone from which the record has been deleted is located on the inner circumference side (step S122). If it is not the inner side, the process returns to step S112, but if it is the inner side, the outer zone not deleted in step S100 is prepared for the next 2ch simultaneous recording. A garbage collection is performed to move the recorded data over to the inner zone (step S122).
  • the two-channel recording can be speeded up by using the inner zone with the lower transfer speed and the outer zone with the higher transfer speed in pairs.
  • FIG. 39 and FIG. 40 are detailed flowcharts of FIG. Prior to the description of the flowcharts of FIG. 39 and FIG. 40, a management table used in the present embodiment will be described.
  • FIG. 41 is a diagram showing a configuration example of a table 120 for managing the StrEam.
  • This table 120 is composed of m Stream (1) to (m) forces.
  • Each stream (i) is A data structure in which a pair (A dd, D ata) of a start address (A dd) where data is recorded and a data amount (D ata) recorded at a continuous address is connected in a list structure. At the end of this list, information indicating the end of the stream (END) is added.
  • Stre am (i) has information of “other stre am” indicating whether or not it is a target of 2 ch recording. In the case of 1ch recording, the value of the partner stre am is set to "0".
  • FIG. 42 is a diagram showing a configuration example of a table 130 for managing the free area of each zone of the disk 110.
  • both the inner and outer circumferences of the disk 110 are divided into n zones, and the inner n zones (zone 1 to zone n + 1) and the outer n zones (
  • the information (F ull (j)) that indicates the filled area that has been filled in.
  • Both the information of Empty [j] and Fu 11 [j] are composed of a linked list similar to that of Stream (i).
  • the address A dd of Empty [j] indicates the head address of the free area of the corresponding zone j
  • the address A dd of Fu 11 [j] indicates the head address of the corresponding zone j.
  • the amount of data in mpty is the free space
  • the amount of data in Full 1 indicates the amount of recorded data
  • the initial value of Empty [j] is (the initial address and zone of zone j).
  • the initial value of F u l l “kj is E n d (no recorded data amount).
  • FIG. 43 is a diagram showing a table 140 for managing the zone configuration of the disk 110 shown in FIG.
  • Zones 1 to 6 are respectively assigned “1” to “6” as zone no. (Zone number). Each of the zones 1 to 6 is provided with 100 tracks. One sector is 512 B (bytes), and zone 1 is provided with a sector of 184 k (184 000). As shown in FIG. 43, the number of sectors increases in the outer peripheral zone, and in zone 6, 264 k (2640000) sectors are provided.
  • Sector addresses are assigned serially starting from the first section of zone 1.
  • Figure 43 shows the first sector address and last sector address of each zone. The first sector address of zone 1 is "1", and the last sector address of zone 6 is "13440000". Has become.
  • the addresses shown in these flowcharts are sector addresses.
  • the tables 120 and 130 are initialized to manage the free zone of the disk 110 (step S1311).
  • the following processes (1) to (3) are performed.
  • Inner circumference zone (number l ⁇ n) and outer circumference zone (number n + l ⁇ 2 n) and initialize the Empty and Full 1 information of these 2 n zones.
  • the start address of the corresponding zone and the data amount of the zone are registered, and End is added at the end. Only End is registered in F u 1 1.
  • step S1332 it is determined whether the instruction type is lch recording, 2ch recording, or any other instruction (step S1332). If the instruction type is lch recording, step S133 and 2ch recording are performed. If so, the process proceeds to step S140. Otherwise, the process proceeds to step S147.
  • step S133 since lch recording is performed, priority is given to recording on the inner circumference, and the value of m is substituted into the variable m2 in which the stream number for the inner circumference is set, and the value of the stream number m Is incremented by "1". Also, since the partner stream does not yet exist, the partner stream is set to "0". With this processing, the value of m 2 is initially “1”.
  • step S1335 it is determined whether or not recording has been performed on all the areas listed in Empty [I] (step S13). 6) If all areas are recorded, the list of Empty [I] is added to the Stream (m 2) of table 120. As a result, the recording area on the zone I of the stream data of the stream number m2 is registered in Streamarn (m2).
  • Fu 11 [I] contains (the start address of zone I, the amount of data in zone I) ⁇ end list to indicate that data has been recorded in the entire area of target zone I. Register Then, I is incremented by "1", and one target zone is moved to the outer peripheral side (step S1337).
  • step S138 it is determined whether or not the recording of one channel has been completed. If the recording has been completed, the process proceeds to step S139, but the stream data of the stream number m2 is still in progress. If all records have not been completed, the process returns to step S135.
  • steps S135 to S137 is repeated until all recording of the stream data of stream number m2 is completed, and the inner zone is recorded. The remaining stream data is recorded in the outer zone one zone at a time.
  • step S138 If it is determined in step S138 that all recording of the stream data of the stream number m2 has been completed, a list up to the last address of the recorded data is added to the stream (m2). I do. Next, for [Empty [I]], register the (final address + 1, the remaining data amount) — End list, and for Ful 1 [I], enter the (First address of zone I). , Recorded data) — Register the list of End. Then, I is added to the inner-zone indicating the writing start point of the next inner zone. Set and return to step S1 32.
  • step S1339 if it is determined as Y es in step S136, and if it is determined as Yes in step S138, only the processing of setting I to the inner-zone Is performed. In this case, the stream data recording of the stream number m2 has been completed at the time when it is determined as Yes in step S136, and the processing of step S135 is executed again. Because there is nothing.
  • the recorded stream information of the stream number m2 and the data amount of the stream are registered in the stream 120 (m2) of the table 120 and the table 1 is stored. Update the list of Empty [] and Full1 [] of 30.
  • step S140 since recording is performed on two channels, recording is performed separately in the inner zone and the outer zone. Therefore, the stream number ml for the outer circumference is set to m, and the stream number m2 for the inner circumference is set to (m + 1). In this embodiment, the stream number of the channel data recorded in the outer zone is one smaller than the stream number of the other channels recorded in the inner zone. Then, since it is a 2-channel recording, the Stre 3 111 number 111 is incremented by "2". In addition, in the case of 2-channel recording, since the other stream exists in both the inner zone and the outer zone where the data is recorded, m 2 is assigned to the other stream of Stre am (ml).
  • step S134 the stream data of the stream number ml is recorded in the outer zone. Proceed to step S 1 4 1 (step S 1 4 0).
  • step S141 referring to the Empty list of table 130, a zone having an empty area is sequentially shifted from the outer zone (outer-zone) to the inner zone by one zone at a time. Search for J (step S 1 41 :).
  • step S142 the stream of the stream number m1 is recorded in the zone J (step S142).
  • step S144 it is determined from time to time whether or not recording has been completed in all areas of zone J registered in Empty [J] (step S144). If it is determined that recording has been completed in the area, the process proceeds to step S144. If it is determined that recording has not been completed in all the areas, the process proceeds to step S145.
  • step S144 a list of Empty [J] is added to Stream (ml). Then, let the list of Empt y [J] be End (no data amount). In addition, in Ful 1 [J], it is assumed that recording has been made in all areas of zone J, and the list of (end address of zone J, amount of data in zone J) ⁇ End is registered. . Then, J is decremented by "1", and one target zone is moved to the inner zone. Next, it is determined whether or not the recording has been completed (step S145). If the recording has been completed, the process proceeds to step S146, and if not, the process returns to step S142.
  • step S145 when it is determined in step S145 that the recording of the stream data of the Stream number m1 has all been completed, the list up to the last recorded address is registered in the Stream (ml). Also, for Em Pty [J], register the (final address + 1, the remaining amount of data) ⁇ End list, and for Full 1 [J], (Zone J's (Amount of data up to the first address and the recorded address) — Register the End list. Then, the outer-zone, which is the starting point of writing to the next outer zone, is set to J (step S146), and the process returns to step S132.
  • step S146 when it is determined to be Yes in step S143 and then in step S145, it is determined to be Yes. , Only the process of setting outer-zone to J is performed. In this case, at the time when the determination is Yes in step S146, the stream data overnight recording of the stream number ml has been completed, and the processing of step S144 is executed again. It is not.
  • steps S134 to S139 is executed in parallel with the processing of steps S141 to S146, and the stream of the stream number m2 is also performed in the inner zone. Data is recorded.
  • step S147 it is determined whether the command is a playback command or a deletion command. If the command is a playback command, the specified stream number mx The stream data is reproduced with reference to the list of Stream (mx) in Table 120 (step S148), and the process returns to step S142.
  • the stream (mx) is set in the Empty of each relevant zone.
  • the stream (mx) is set in the Empty of each relevant zone.
  • step S149 delete the list of Stream rn (mx) from Full 1 of each relevant zone.
  • step S142 If it is not my> m X, the process returns to step S142, but if it is my> mx, the stream data of the stream number my is referred to the disk of the stream (my) by referring to the list of stream (my). Read the data from 110, and then read the read date and time into the stream (mx) list. Referring to the list, the disk is re-written on the disk 110 (step S152). This rewriting is a process of writing the stream data of the stream number my into the area registered in the Empty in step S149.
  • the list of S tre am (my) is added to the empty of each relevant zone, and from Ful 1 to S tream (my) of each relevant zone.
  • the list is deleted (step S153).
  • This process is a process of updating the Empty and the Fu11 with the movement of the recording area in the stream data of the Stream number my.
  • step S 1 when recording 2 ch, the process of searching for an inner free area and the process of searching for an outer free area are each performed in step S 1. It corresponds to 3 4 and step S 1 4 1.
  • FIG. 2 is a diagram showing an example of mounting on a memory 150.
  • the memory 150 has an initialization area 15 1 from addresses 0 to 17 and an extension area 15 2 after address 18, and a table 12 0 and a table in the initialization area 15 1. Bull 130 is implemented.
  • the stored content indicates a list stored at each address on the memory 150.
  • the elements of this list consist of a set of three types of information: (memory start address, data amount, next storage address). Note that End is represented by (0, 0, 0).
  • a table 120 composed of each row of Stream (l) to (5) is mounted. Further, in the addresses 6 to 17 of the memory 150, a table 13 0 composed of each row of Empty (1) to (6) and Fu 11 (1) to (6) is stored. Is implemented.
  • the contents of tables 120 and 130 are initialized to the state shown in 1 in FIG. 44 by the initialization processing in step S1331 of the flowchart in FIG. That is, End (0, 0, 0) is registered in the Streams (1) to (5) of the table 120. Further, (Start address, data amount, next storage address) of zones 1 (Zl) to 6 (Z6) are set in Empty (1) to (6) of table 130. In this case, the next storage address is 0. Also, (Fu11 (1) to (6)) of Table 130 are set with (the start address of the corresponding zone, the recording data amount of the corresponding zone, and the next storage address). In this case, the recording data amount is "0". The next storage address is also 0. Next, as shown in FIG.
  • S tream (1) is recorded from outer zone 6 and S tream (2) is recorded from inner zone 1.
  • Stream (1) represents the stream data of Stream number 1, and 31; 6 3111 (2) represents the stream of 31: 6 & m number 2. The same applies to the following description.
  • stream data 2 and stream data 1 are recorded alternately in zone 1 and zone 6, respectively.
  • the storage capacity is small. Indicates the recorded state.
  • the stored contents of Stream (2), Empty [2] and Ful1 [2] are as shown in FIG.
  • the list of Empty [1] is added to Stream (2), and the address 18 of the extended area 15 2 is set as the next storage address, and the empty area is stored in Empty [1]. End indicating none is set, and (1, 1840000, 0) indicating that zone 1 is all recorded on Full CD is set.
  • Em pty Set information indicating that there is no free space in zone 6 in ty [6].
  • Emty [5] is changed to (3 0 0 0 0 1, 8 7 6 0 0 0, 0>,
  • Em Pty [1] be (1, 1840 0, 0) and Fu 1 1 [1] be (1, 0, 0).
  • Em Pty [6] be (1 0 8 0 0 0 1, 2 5 6 0 0 0, 0) and F u 1 1 [6] be (1 0 8 0 0 0 1, 0, 0).
  • Emty [5] be (832001, 24800000, 0) and Ful1 [5] be (83201, 0, 0).
  • S tream (4) (300000001, 840000, 21). • The empty area of Empty [2] is set to no space, and all Fu 1 1 [6] are recorded.
  • Em pt y [2] be (0, 0, 0) and Ful l [5] be (8320, 1, 0, 0).
  • Emty [5] be (876001, 2,400,0,0) and Full [5] be (8320,1,440,0,0).
  • the free area and the recording area of each zone of the disk are managed by the respective tables of Stream, Empty, and Full 1, and the information on the disk of each Stream is managed. It manages recording, deletion, and garbage collection of stream data for each channel while also managing the recording area.
  • the transfer performance of each zone was calculated based on the sum of the required performance of simultaneous recording of multiple data (total required performance).
  • total required performance An embodiment in which a combination of a plurality of zones is selected so that the sum of the performances (total holding performance) is at least excellent, and a plurality of data are dispersedly recorded in each of the selected zones will be described.
  • This embodiment will be described using a disc 160 having zones 1 to 6 shown in FIG. 52 as an example.
  • 1 track in zone 1 of disk 160 The number of bytes is 70 KB (kilobytes), and the transfer rate (transfer rate) is 17.5 Mbps.
  • the track configuration and transfer rate of the other zones are as shown in Figure 52.
  • Step 1 MP EG 2 (6 Mbps)
  • X 3 channels 18 Mbps
  • X 2 channels 12 Mbps
  • X 4 channels 24 M bps
  • the total retention performance is obtained without considering the access time including the travel time between zones (seek time) and the number of channels to be processed, and the performance is achieved by comparing it with the above-mentioned total required performance. Select a zone that can be used.
  • Step 1 Since the total retention performance of Zone 1 and Zone 2 is 18.75 Mbps, which is higher than the total required performance of Step 1, record separately in Zone 1 and Zone 2.
  • Step 3 Since the total retention performance of Zone 2 and Zone 6 is 25 Mbps, which is higher than the total required performance of Step 3, record separately in Zone 2 and Zone 6.
  • FIG. 53 is a diagram specifically showing the recording method of steps 1 to 3 of the first embodiment described above.
  • step 1 first, the block data of Ch1, Ch2, and Ch3 are sequentially written in zone 1 as shown in FIG. Then, move to zone 2 and record the next block data of Ch1, Ch2 and Ch3 in zone 2 sequentially. Then, move to zone 1 again and record the next block day after Chl, Ch2 and Ch3-evening. In this way, three channels of block data are alternately distributed and recorded in zone 1 and zone 2.
  • block data is recorded in zone 1 in the order of Ch1, Ch2, Chi, Ch2,... As shown in FIG.
  • step 3 block data of four channels (Chl, Ch2, Ch3, Ch4) are assigned to zone 2 in the same manner as in step S1. Distribute and record sequentially and alternately in zone 6.
  • the overall retention performance is determined in consideration of the access time including the travel time between zones (seek time), and it is compared with the overall required performance of each of the above steps to achieve the performance. Select an available zone. in this case,
  • Access time 100 ms X distance between zones
  • the distance between zones is assumed to require an access time of 100 ms (5 Oms one way) for a round trip when traveling to the next zone, and the longer the traveling zone is, the longer the head will be. It is defined as the access time increases in proportion to the travel distance.
  • Step 3 For the total required performance of 24 Mbps (4 ch recording), the total retention performance (two (27.5 + 30) X 0.9 / even including the access time (100 ms) 2) Select zone 5 and zone 6 that exceed the total required performance, and record block data of Chl to Ch4 alternately in zone 5 and zone 6.
  • FIG. 54 is a diagram specifically showing the recording method of steps 1 to 3 of the second embodiment described above.
  • Step 1 first, the block data of Ch1, Ch2, and Ch3 are sequentially recorded in zone 2, and then, in zone 3, Move at 50 ms, and record the next block data of C hi, Ch 2 and Ch 3 in zone 2 sequentially. Then, it moves again to zone 2 at 50 ms, and sequentially records the next block data of Chl, Ch2, and Ch3. In this way, the block data of the three channels are alternately recorded in zones 2 and 3 alternately and sequentially.
  • Step 2 as shown in Figure (b), Ch 1 1, block data is recorded in the order of Ch 2, Chi, Ch 2 ....
  • step 3 block data of four channels (C hl, Ch 2, Ch 3, Ch 4) are converted to zone 5 in the same manner as in step S 1. While moving between zones 6 at 50 ms, recording is performed alternately and sequentially in zones 5 and 6.
  • the number of channels to be processed is also taken into account to determine the overall retention performance, which is compared with the overall required performance in each of the above steps. Select a zone where performance can be achieved. This embodiment is based on the idea that recording the data of each channel as dispersed as possible is more convenient in the case of single reproduction or deletion.
  • Step 1 For the total required performance of 18 Mbps (3 ch recording), the total retention performance (two (20 + 2) even if the access time (100 ms) is included.
  • Zone 2 and Zone 3 and block blocks from Chl to Ch3 alternately to Zone 2 and Zone 3. Record. Here, since there are three channels, the data of Chi and Ch2 in zone 2 and the data of Ch3 in zone 3 are recorded.
  • FIG. 55 is a diagram specifically showing the recording method of steps 1 to 3 of the third embodiment described above.
  • Step 1 the block data of Ch1 and Ch2 are sequentially recorded in zone 2 and then moved to zone 3 in 50 ms. Then, record the block 3 overnight of Ch 3 in zone 2 sequentially. Then, move to Zone 2 again at 50 ms, and record the next block data of Chl and Ch2 sequentially. Then, it moves again to Zone 3 at 50 ms, and records the next block data of Ch 3 in Zone 3 sequentially.
  • block data of three channels is distributed and recorded alternately in zone 2 and zone 3.
  • step 2 block data of Ch1 and Ch2 are alternately recorded in zone 1 and zone 2, respectively, as shown in FIG.
  • step 3 as shown in Fig. 3 (c), the block data of one of the two channels (Chl, Ch2) and the block data of the other two channels (Ch3, Ch4). ) Is alternately distributed and recorded in Zone 5 and Zone 6 while moving between Zone 5 and Zone 6 in 50 ms. I will do it.
  • the above access time is considered to be proportional to the distance between the moving tracks during the movement of the head, but acceleration and deceleration occur at the beginning and end of the movement, respectively. Between them there are strictly non-linear factors.
  • the travel time between adjacent zones is regarded as 100 ms round-trip (50 ms one way), and if one second is considered, 10% of the transfer speed will be wasted, and By multiplying the distance between zones (zone number difference), it is possible to calculate the decrease in transfer speed due to access time.
  • the total execution retention performance can be expressed by the following equation (1).
  • Total execution performance ⁇ (transfer speed of one zone) + (transfer speed of the other zone) ⁇ / 2 X ⁇ 100%- ⁇ (distance between zones) X (round-trip access time between adjacent zones) Z 1 0 ⁇ % ⁇ ⁇ ⁇ ⁇ (1)
  • the above equation (1) is determined depending on which of the two zones is to be used for recording more channels. ) Will change slightly.
  • Stream (1) to (m) are initialized. This implementation In the example, garbage collection is to be performed, and the other stream is "0".
  • the required speed of each channel used to obtain the total required performance, Channel — rate (1) to (m) is set to the required performance of MPEG2 (here, 6 Mbps).
  • Initial [1] to [2n] and Ful1 [1] to [2n] are initialized.
  • the transfer rate of each zone 1 to 2 n is set to Z one-rate [1] to [2 n].
  • the variable inz indicating one zone to be recorded is set to "1"
  • the variable ouz indicating the other zone is set to "2n".
  • the process of setting "2n" for the variable ouz is a process of setting the number of zones included in the inner circumference and the outer circumference to an even number.
  • a variable t c indicating the total required performance is set to “0”. Further, a flag cont indicating whether there is performance that meets the required performance (whether recording is possible) is set to "0" (step S1661).
  • step S162 the type of the instruction is determined (step S162). Then, if neither 1ch recording nor 2ch recording is performed, the process proceeds to step S182 in FIG.
  • the processing of steps S182 to S189 shown in the flowchart of FIG. 58 is similar to the above-described processing of selecting an empty zone of steps S147 to S154 in FIG. Therefore, the description is omitted here.
  • step S 162 If it is determined in step S 162 that the instruction is for lch recording, the flow advances to step S 190 in the flowchart in FIG. The processing of steps S190 to S196 shown in the flowchart of FIG. 59 is the same as the processing of steps S133 to S139 of FIG. Is omitted. If the instruction is for kch recording (k> l) in step S162, processing is performed to select two zones having overall retention performance that matches the overall required performance for kch recording (step S1663). ).
  • step S166 the empty list is searched, and the free area of each zone is searched from the inner zone inz to find a zone having a free area (step S166). Then, according to the list of Empty [I] of zone I found in step S166, one block of channel data indicated by channe 1 is recorded in zone I. Next, a list of data for one block up to the last recorded address is registered in Stream (channe 1). Furthermore, a list of (final address + 1, remaining data) (End) is registered in Empty [I], and (Start address of zone I, recorded data) is registered in Ful 1 [I]. Register the list of (Even). And chann The value of e1 is incremented by "1" (step S166).
  • step SI68 it is determined whether or not channel> k (step SI68). If not channel> k, the process returns to step S167.
  • the determination in step S168 is a process of determining whether recording of one block of data of channel k has been completed, and the process of step S166 is performed until it is determined that channel> k in step S168. repeat.
  • step S169 If it is determined in step S168 that the recording of channel k has been completed, channe 1 is initialized to "1" (step S169). Next, the list of Empty [I] It is determined whether or not all have been recorded (step S170). If not, the process proceeds to step S172. On the other hand, if all data is recorded, the list of Empt y [I] is set to End (no data amount). Also, the list of Ful 1 [I] is (E ND) assuming that the entire area of the target zone has been recorded (the start address of zone I, the data amount of zone I). Then, I is incremented by "1" (step S1771).
  • step S172 it is determined whether or not the recording has been completed. If the recording has been completed, the inner-zone which is the starting point of data recording to the next inner zone is set to "I" (step S172). S 1 7 3), and return to step S 1 62. On the other hand, if the recording has not been completed, the Empty list is searched to find a zone J having a free area from the outer zone ouz in order to move to recording in the outer zone (step S1). 7 4).
  • step S176 it is determined whether or not channel> k (step S176). This determination is a process of determining whether or not the recording of one block of the k channel has been completed similarly to step S168. Yes, the processing in step S175 is repeated until it is determined that channel> k in step S176.
  • step S176 If it is determined in step S176 that the recording of channel k has been completed, channe 1 is initialized to "1" (step S177). Next, Empty [J] list area It is determined whether or not all have been recorded (step S178). If all have not been recorded yet, the flow proceeds to step S180. On the other hand, if all are recorded, the list of Empty [J] is set to End (no data amount). In addition, the list of Ful 1 [J] is assumed to have been recorded for the entire area of the target zone, and is assumed to be (the start address of zone J, the amount of data in zone J) (E ND). Then, J is incremented by "1" (step S177).
  • step S180 it is determined whether or not the recording has been completed. If the recording has been completed, the outer-zone which is the starting point of data recording to the next outer zone is set to "J" (step S180). 1 8 1), and return to step S 1 62. On the other hand, if the recording has not been completed, the process returns to step S166 (moving to one zone again).
  • step S163 the process of selecting two zones having an overall holding performance that exceeds the overall required performance is disclosed in step S163.
  • the processing in step S166 corresponds to the case of the first embodiment.
  • the total holding performance tz is obtained according to the above equation (1). I just need.
  • the processing of steps S166 to S173 and the processing of steps S174 to S181 are separated according to the required number of channels k. You can do that.
  • FIG. 60 is a flowchart illustrating the algorithm of this embodiment.
  • the process shown in the flowchart of FIG. 6 is a process executed when it is determined in step S 162 of the flowchart of FIG. 56 that the instruction is a kch recording instruction. It replaces the processing of steps S163 to S181 in the flowchart of 57.
  • step S 162 the instruction is the kch recording instruction after step S 161 in FIG. 56.
  • This can be regarded as a subroutine that returns to step S162.
  • the description of the flowchart in FIG. 60 starts.
  • the Empty list is searched, and a zone J having an empty area is found while moving one zone from the outer zone (outer-zone) to the inner zone (step S201).
  • one block of data of the channel indicated by ch anne 1 is recorded in the empty area of zone J.
  • a list up to the last address of the one block of data recorded in the zone J is added to the Stream (channenel).
  • a list of (the final address + 1, the remaining data amount) (End) is registered in Empty [J], and (Front address of zone J, Register the list of (record data amount) (End).
  • the value of ch ann el is incremented by "1" (step S202).
  • step S203 it is determined whether or not ch ann e l> k (step S203). If ch ann e l> k is not satisfied, the process returns to step S202. In this way, the process of step S202 is repeated until it is determined in step S203 that channel> k, that is, it is determined that all the one-block data recording for the k channel has been completed.
  • step S203 If it is determined in step S203 that the recording of one block data of the k channel has been completed, channe 1 is initialized to "1" (step S204), and then Empty [J] It is determined whether or not all the list areas (free areas of zone J) have been recorded (step S205), and if not all have been recorded, the flow proceeds to step S207. On the other hand, if all are recorded, register End in Empty [J]. Also, FUL L [J] contains (the start address of zone J, the data of zone J Register the list of (Even). Then, J is decremented by "1" and one target zone is moved to the inner circumference side (step S206). Next, it is determined whether or not the recording has been completed.
  • step S201 the process returns to step S201, and the recording proceeds to the zone on the inner peripheral side by one zone.
  • the outer-zone indicating the zone from which the next data is to be recorded is set to J (step S207), and the process returns to step S166 of FIG.
  • the program for realizing the processing for the disks shown in FIGS. 31 to 60 described above is executed by the disk access control MPU 61 of the storage system shown in FIG. That is, it is executed by the MPU 61 having the microprocessor 71 and the memory 72 shown in FIG.
  • the program to be executed by the MPU 61 is stored in the portable recording medium 74, and the portable recording medium 74 is mounted on the medium driving device 73, so that the MPU 61 becomes the medium driving device 7. 3 is accessed to load the program stored in the portable recording medium 74 into the memory 72 and execute it.
  • the program can also be downloaded via various networks, such as public lines, dedicated lines, and the Internet. This Five
  • the information provider manages the program, and when the program is updated, the program is immediately downloaded from the information provider. Further, the information provider can remotely execute program maintenance via a network.
  • the present invention it is possible to record and reproduce a large number of channels by determining the end time limit according to the transfer rate of the actual write data and by scheduling the disk access based on the end time limit. become.
  • the processing is made more efficient, and recording / reproducing of more channels becomes possible.
  • the data of one channel is grouped into the group by using the continuity of the recording area of the group and the land.
  • recording can be performed at high speed, and subsequent playback and deletion of each channel can be performed at high speed, and the number of times of garbage collection can be reduced.
  • the total retention performance (recording performance) of the total required performance (sum of the required performance for simultaneous recording of multiple channels) is exceeded.
  • the rotation control method of ZCLV multiple zones are not used, and the zone from the outer peripheral zone with the larger recording capacity is sequentially moved to the inner zone. By recording block data of each channel sequentially and continuously in the same zone, high-speed recording becomes possible.
  • the present invention can be applied not only to processing of video / audio data in a home network, but also to any application in which data of a plurality of channels must be processed in real time. For example, the same control is possible when data to be processed is taken into a computer system.
  • any recording medium including a memory card and the like, including a disk-type recording medium such as a magnetic disk, an optical disk, and a magneto-optical disk can be used.

Description

明細書 記録媒体へのアクセスを制御するァクセス制御装置および方法 技術分野
本発明は、 複数チヤンネルのデータを同時に記録ノ再生するため に、 記録媒体へのアクセスを制御するアクセス制御装置およびその 方法に関する。 背景技術
近年、 マイ ク ロコ ンピュータや M P E G 2 (Moving Picture Experts Group phase 2 ) 等の動画符号化 Z復号化 L S I (Large Scale Integration ) の発展に伴い、 映像のデジタル化が飛躍的に 進み、 その結果として、 2 0世紀から 2 1世紀に向けて、 テレビジ ヨン放送がアナログからデジタルへ急激に変化しょうとしている。 また、 B S (Broadcasting Satellite) C S ( Communications Satellite) 等を利用した衛星放送では数 1 0 0チャンネルのプロ グラムを用意し、 視聴者の多様化に応えようとしている。
放送のデジタル化および多チヤンネル化が進むにつれて、 安価な セッ ト トップボックス （ S T B) やデジタル TV (Television) の 開発等とあいまって、 家庭にもデジタルの映像データを大量に取り 込む時代が来ようとしており、 記憶装置 （ス トレージデバイス） に デ一夕を蓄積する機会が増えると考えられる。
このような大容量の映像データを蓄積することを主な目的として、 ハードディスクや光ディスク等の大容量ス トレージデバイスの開発 が活発に行われている。 例えば、 M P E G 2を用いた場合、 2時間 程度の映像データを数 G Bに圧縮して蓄積することができる。
このようなス トレ一ジデバイスでは、 コンピュータの入出力シス テムとして求められるスループッ 卜の他に、 新たにリアルタイム性 が要求されることになる。 そのような状況の中で、 現在、 S T B、 ス トレージデバイス、 プリンタ、 および TV等のディスプレイ装置 を結ぶホームネッ トワークを実現するインタフェースとして最も期 待されているインタフェースに、 I E E E (Institute of Electrical and Electronic Engineers) 1 3 9 4と呼ばれる高速のシリアルイ ン夕フェースがある。
I E E E 1 3 9 4では、 音声や映像等のデータをリアルタイムで 転送するために、 同期 （Isochronous ) 転送という独自の転送モー ドを持っており、 一定の転送レートでデータを送ることを保証して いる。 したがって、 I E E E 1 3 9 4を介して映像デ一夕をス トレ ージデバイスに記録したり、 ス トレージデバイスから映像データを 再生したりする場合は、 この同期転送に基づき、 リアルタイム要求 に応えなければならない。
また、 多チャンネル化により、 同時 （正確には時系列） に複数の チャンネルのデータを取り込む状況が想定される。 したがって、 リ アルタイム要求を満たしつつ、 どれだけ多くのチャンネルのデータ を効率よく同時に記録 Z再生できるかが鍵となる。
ところが、 ス トレ一ジデバイスの場合、 データ転送の他に、 シー ク待ち、 回転待ち、 ベリファイ、 リ トライ等の時間ファクタが存在 する。 シ一ク待ちは、 ディスクヘッ ドが所望のトラックまで移動す るための時間を表す。 回転待ちは、 ディスクヘッ ドの下部に所望の セクタの先頭が現れるまでのディスクの回転時間を表す。 ベリファ ィは、 書き込みデ一夕の確認処理を表し、 リ トライは、 アクセスが 失敗した場合の再アクセスを表す。
これらの時間ファクタは、 ある期限までに処理を終了してスケジ ユールを守るというリアルタイム処理の妨げとなっている。そこで、 従来は、 効率よくディスクをアクセスするために、 ディスクスケジ ユーリングによりデータのリード/ライ トの実行の順序や、 データ の記録 · 読み出し場所を制御している。
従来のスケジユ ーリングアルゴリズムとしては、 次のようなもの が挙げられる （A. L. N. Reddy and J. に Wyllie, "I/O Issues in a Multimedia System " , Computer, 27, Mar, pp. 69-74, 1994. )c
( 1 ) E D F (Ear 1 i est Deadl ine First ) ： 終了期限 （deadl ine) が最も迫っている処理を優先する方法。
( 2 ) L S T F (Least Slack Time First) ： 時間の余裕が最も少 ない処理を優先する方法。
( 3 ) S S T F (Shortest Seek Time First) ： シーク時間が最短 の処理を優先する方法。
(4 ) S C AN ： シーク方向が同じでかつシーク時間が最短の処理 を優先する方法。
( 5 ) S C AN— E D F ： まず、 終了期限を優先し、 同じ期限の場 合は、 S CANを採用する方法。
これらのアルゴリズムのうち、 （ 1 ) と （ 2 ) は、 時間の要素の みを考慮しており、 ディスクアクセスの効率化 （シーク時間の短縮） を考慮していない。 逆に、 （ 3 ) と （ 4 ) は、 ディスクアクセスの 効率化の要素のみを考慮しており、 時間の要素を考慮していないた め、 リアルタイム処理に適さない。 したがって、 時間とディスクァ クセスの効率化の両方を考慮している （ 5 ) のアルゴリズムが、 現 在では一般的に使用されている。
図 1 は、 このような E D Fおよび S C ANによるディスクスケジ ユーリングの概念を示している。 ここでは、 時分割で 4つのチャン ネルの映像データがディスク 1内を流れると仮定している。 4つの チャンネル C h i、 C h 2、 C h 3、 および C h 4のうち、 C h l 、 C h 2、 および C h 3については、 送られてきた映像データをディ スク 1 に書き込む処理 （W r i t e ) が行われ、 C h 4については、 ディスク 1から映像データを読み出す処理 （R e a d ) が行われる。 従来のスケジューリングの用途としては再生 （プレイバック） が 多く、 書き込みの同時性はほとんど考慮されていない。 したがって、 各チャンネルの映像データは、 読み出し易いようにシーケンシャル に固まって集中しており、 各チャンネルのアドレスポイントは分散 される場合が多い。 ここでは、 ディスク 1上で各チャンネルのデ一 夕の書き込み Z読み出し位置を表すアドレスポイントは、 右端に示 すように、 ディスク 1の外周から内周に向かって C h i、 C h 3、 C h 4、 C h 2の順に分散されている。
W r i t e処理の場合は、 まず、 送られてきた映像データを一時 ダブルバッファ （バッファメモリ） 2の片方のバッファに蓄積する。 次に、 次の映像データをダブルバッファ 2の他方のバッファに蓄積 している間に、 最初に蓄積された映像デ一夕をディスク 1 に書き込 む処理を終了しなければならない。 例えば、 C h 1 では、 周期 (round ) Tの間に、 データ W 1 2がダブルバッファ 2に蓄積され、 データ W 1 1がダブルバッファ 2からディスク 1 に書き込まれなけ ればならない。 C h 2 と C h 3についても同様である。
また、 R e a d処理の場合は、 まず、 映像デ一夕をディスク 1か ら読み出し、 一時ダブルバッファ 2の片方のバッファに蓄積する。 次に、 その蓄積された映像データを送り出している間に、 次の映像 デ一タをディスク 1から先読みして、 ダブルバッファの他方のバッ ファに蓄積する処理を終了しなければならない。 例えば、 C h 4で は、 周期 Tの間に、 データ R 4 2をダブルバッファ 2から送り出し ている間に、 次のデータ R 4 3がディスク 1からダブルバッファ 2 に読み出されなければならない。
図 1では、 時系列的に C h i、 C h 2、 C h 3、 C h 4の順でデ イスクアクセスが要求されるため、終了期限も同じ順に設定される。 したがって、 E D Fを採用した場合、 ディスク 1は、 C h l、 C h
2、 C h 3、 C h 4、 C h l、 C h 2、 C h 3、 C h 4 の順 にアクセスされる。
しかし、 各チャンネル C h 1〜（： h 4のアドレスポイントが異な る順に配置されているため、 チャンネル間のシーク距離が長く、 へ ッ ドが移動するのに時間がかかる。 特に、 C h 1 と C h 2のァドレ スポイントは大きく離れており、 C h iの書き込みから C h 2の書 き込みまでに時間がかかる。
また、 S C ANを採用した場合、 アクセス要求の順に関係なく、 ヘッ ドの位置からシーク相対距離が短い順に、 C h l、 C h 3、 C h 4、 C h 2のようにアクセスされ、 ここでシーク方向が逆になつ て、 さらに C h 2、 C h 4、 C h 3、 C h i の順でアクセス される。 この場合、 アクセス要求の順序に対して、 C h iの書き込 みは、 ある周期では最初に処理され、 次の周期では最後に処理され るため、 C h iの場合、 アクセス時間間隔が空きすぎてアクセス要 求を満たせなくなることがある。 このような塲合、 アクセス要求を 満たすためには、 バッファ 2をより大きくする必要がある。
これに対して、 （ 5 ) の S C AN— E D Fは、 E D Fと S C AN を混在させた方法であり、 シーク時間とアクセス要求の順序の両方 を考慮したスケジューリングを行うことができる。
しかしながら、 上述した従来のディスクスケジューリングには、 次のような問題がある。
従来のスケジュ一リングでは、 ス トレ一ジデバイスが映像データ を一定レートで受け取り、 一定レートで送り出すことを仮定してい る。 例えば、 図 2は、 6つのチヤンネル C h 1〜 C h 6の映像デ一 夕が、 それぞれ、 一定の帯域 （ビッ トレート） でス トレージデバイ スに入力される様子を示している。 ここで、 1 トランスボンダは、 衛星放送における 1回線の容量に対応する。
このような仮定の下では、 各チャンネル C h i〜（： h 6の書き込 み Z読み出しの終了期限は周期的に訪れると考えられ、 終了期限は 最初に決められた周期情報に基づいて設定される傾向にある。
ところが、 デジタル放送等で流れる映像データは、 図 3に示すよ うに、 統計多重化されており、 転送レートは必ずしも一定ではない。 この場合、 1 トランスボンダのレートは一定だが、 各チャンネルの MP E G 2の符号化データの転送レ一トは画像の動きの激しさに応 じて変化し、 これにより効率の良い放送が実現される。
ところで、 I E E E 1 3 9 4上の同期転送によりバケツ ト転送を 行う場合、 通常、 パケッ ト内に転送すべきデータを含ませる。 しか し、 このような可変レートで送られてくる映像デ一夕では、 レート が変わったりしてデータが揃わない堤合に、 データを含まないダミ 一 · パケッ トを転送して、 転送の時間保証を継続している （ I E C (International Electrotechnical Commission ) 1 8 6 6 3およ び I E E E 1 3 9 4— 1 9 9 5に準拠）。
図 4は、 このようなバケツ ト転送の手順を示している。 ここでは、 1 8 8バイ トのトランスポート · ノ ケッ ト 3に 4バイ トのタイム · スタンプ Tが付加されて、 1 9 2バイ トのパケッ トが生成され、 そ れが 2 4バイ 卜単位のデータ · ブロックに分割される。 そして、 4 つ （他の整数でもよい） のデータ ' ブロックが 1つのデータ · ブ口 ック · パケッ ト 4にまとめられ、 同期転送パケッ トとして転送され る。
デ一夕 · ブロック ' パケッ ト 4には、 I E E E 1 3 9 4のヘッダ H とマルチメディ アデ一夕用の C I P ( Common Isochronous Packet ) ヘッダとが付加される。 C I Pヘッダには、 データ · ブ ロックの分割方法が定義されており、 受信ノードは、 この情報に基 づいてトランスポート · バケツ ト 3を再構築することができる。
1 2 毎に 1つのサイクル · スタート · ノ、。ケッ ト Sと 1つの デ一夕 .ブロック 'パケッ ト 4が転送されるが、 デ一夕 'ブロック · パケッ 卜 4がないときは、 C I Pヘッダのみのダミー · バケツ 卜 5 が同期転送パケッ トとして転送される。
このような状況で従来のような終了期限を設定すると、 同期転送 パケッ トが全てデータ · ブロック · バケツ ト 4を含む場合の最大転 送レー卜に合わせて、 実際よりも厳しい （早い） 終了期限を定義す ることとなり、 より多数のチャンネルを処理できなくなるという問 題がある。 また、 上述した （ 1 ) 〜 （ 5 ) のスケジューリングは、 いずれも プレイバックを主な適用対象としており、 ディスク上の書き込み場 所を規定しておらず、 個々の映像データはディスク上に分散して記 録されていると仮定している。 したがって、 多数のチャンネルを処 理する場合、 長いシーク時間がかかることが多く、 好ましくない。
また、 現在のディスクは、 高密度の特徴を活かして複数のゾーン (トラックの集合） に分割し、 ディスクの回転制御方式として、 Z C A V (Zone Constant Angular Velocity) を採用することにより、 同じ回転数でも外周のゾーンの転送レートを内周のゾーンより速く することで、 記憶容量を大きく している。 最内周の転送レートは、 例えば、 最外周のそれの 6 0 %程度である。
ところが、 従来のスケジューリングでは、 このような複数のゾー ンの存在を考慮しておらず、 ディスク上にはデ一夕が内周と外周に 一様に分布し、 デ一夕量も転送レートも、 内周と外周で共に一定で あると仮定している。 このため、 特に内周部分に転送レートの高い デ一夕が集中して書き込まれた場合には処理効率が悪くなり、 多数 のチャンネルの処理に適さないという問題もあった。
ところで、 最近、 主に映像データの蓄積を目的とした光ディスク として A S MO (Advanced Storage Management Optocal disc) 力 検討されている。 A S MOは、 磁界変調方式の光磁気ディスクであ り、 直径 1 2 0 mm の大きさで片面当たり最大 6. 1 G B (ギガバ ィ ト） の容量を持つ。
図 5に A S MOの構成を示す。
同図に示すように、 A S MOでは、 ランド （山） 1 1 とグループ (谷） 1 2の両方にデータを高密度記録するランド · グループ記録 方式により大容量化を図っている。 ラン ド 1 1 とグループ 1 2のピ ツチは 0. 6マイクロ · メー トルとなっている。 また、 ディスクの デ一夕記録領域 （recording area) 1 3の厚さは 0. 6 mmである。 また、 この例では、 記録領域 1 3は、 2 2個の物理ゾーンに分割さ れている。 すなわち、 1つのディスクに 2 2個の物理ゾーンが形成 されている。 1つの物理ゾーンは、 数千トラックを有する。 また、 トラックはディスク上に螺旋状に形成されている。
また、 さらに、 ディスクを ドライブ装置に固定するための仕組み (チヤッキング機構）を C Dや D VDと兼用できるようにするため、 ディスクのデータが記録されていない中心部 （クランプ部） 1 7の 厚さは 1. 2龍 にしてある。
各物理ゾーンには、 ディスクの径方向に所定数の トラックが設け られている。 そして、 各トラックは、 1以上のフレーム 1 4に分割 されている。 フレーム 1 4は、 複数のセグメン トに分割されており、 通常、 先頭のセグメン トをア ドレスセグメン ト （AD R S ) 1 5 と し、それ以外のセグメン トはデータセグメン ト 1 6 と呼ばれている。 ア ドレスセグメント 1 5 とデータセグメン ト 1 6には、 図中で△で 示されたクロックマーク 1 7が設けられている。
1つのフレーム 1 4の全データセグメン ト 1 6には、 例えば、 2 KB (キロバイ ト） のデータと E C C (E r r o r C o r r e c t i n g C o d e ) が記録される。 また、 ア ドレスセグメント 1 5には、 ア ドレス情報、 チルトパターン、 プリアンブル、 リザーブ 等が記録される。 ア ドレスセグメン ト 1 5では、 これらの情報が、 ダル一ブ 1 2を形成する 2つの壁の内、一方の壁のみにゥォブル（W o b b 1 e ) を施す、 いわゆる、 片側ゥォブルで記録されている。 片側ゥォブルアドレス （Singled Sided Wobbled Address) 1 8は、 デ一夕の位置を示す片方向 （両方向も存在する） のゥォブルアドレ スである。 A S M〇においては、 ディスクの 1回転当たりのフレー ム数は、 1 6〜 7 3個である。
また、 ランド 1 1 とグループ 1 2共に、 ピッ ト長は 0. 2 3 5マ イクロメ一トルである。
上述したように、 A S M Oは、 物理的に 2 2個のゾーンに分割さ れるが、 これらの物理ゾーンは図 6に示すように、 外周側から内周 側に、 論理ゾーン （Logical Zone) N〜論理ゾーン M+ 2 ) までの 7 1 4個の論理ゾーンに分割される。 また、 図 6において、 各論 理ゾーン N〜M + 2の右隣にはバッファ内のデ一夕量の時間的変化 を示している。 同図に示す例は、 A S MOの論理ゾーン N〜論理ゾ —ン N + 1 をアクセスして、 論理ゾーン N〜論理ゾーン N + 1から データをバッファに読みだした後、 今度は、 最内周の論理ゾーン M + 2からデータをバッファに読みだす例を示している。 この場合、 へッ ドが外周の論理ゾーン N + 1から内周の論理ゾーン M+ 2まで シーク動作する間、 バッファ内に保持されているデ一夕は外部装置 に転送され、 バッファ内のデータ量は次第に減少していく。
この論理ゾーン N + 1 をアクセスしてから、 次に、 論理ゾーン M + 2をアクセスするまでの許容時間は 1秒以内でなければならない t この 1秒以内に、 ノ ッファから外部装置には 1 M B (メガバイ ト） のデータが転送される。
図 7は A S M〇の論理ゾーンのデータ構造を示す図である。 同図 に示すように、 A S MOにおいては、 論理ゾーン 2 0は、 8 MB (メ ガバイ ト） の記憶容量を有し、 隣接する 4 M B (メガバイ ト） のラ ンド 1 1 と 4 MB (メガバイ ト） のグループ 1 2 との対で構成され ている。
論理ゾーン 2 0は、 図 7に示すようにユーザエリア （図中、 ハツ チングで示す） とスペアエリア （図中、 黒塗りで示す） に分割され、 通常、 データはユーザエリアにセクタ単位で先頭から順に記録され ていく。 このとき、 ユーザエリアに欠陥セクタが無ければ、 データ はュ一ザエリアのみに記録される。 しかしながら、 ユーザエリアに 欠陥セクタがある場合には、 該欠陥セクタに記録しょうとしていた データはスペアエリアに記録される。 このように、 スペアエリアは、 ユーザエリァに欠陥セクタが存在する場合の交替処理用の予備セク 夕として利用される。 ところで、 上記欠陥セクタの補償には、 ス リツビング ' リプレースメント （SI ipping Replacement： S R) と リニアリプレースメント （Linear Replacement： L R ) が利用され る。 S Rは、 欠陥セクタを飛ばして、 次のセクタにデ一夕を順番に 記録していく方法である。 この場合、 スペアエリアには、 記録デー タ列の内、 欠陥セクタの数分だけ後尾セクタがずれ込む形で記録さ れる。 一方、 L Rは、 欠陥セクタをスペアエリアで交替する方法で ある。
図 7には、 S Rと L Rの方法が模式的に示されている。 （ 1 ) が S Rを示し、 （ 2 ) 〜 （ 4 ) が L Rを示している。 L Rには 3種類 の方法があり、
( 2 ) は同一論理ゾーン内のスペアエリアで欠陥セク夕を交替す る方法、
( 3 ) は前の論理ゾーン内のスペアエリアで欠陥セクタを交替す る方法、 そして、
( 4 ) は隣接する論理ゾーン内のスペアエリァで欠陥セクタを交 替する方法を示している。
このように、 A S M Oは、 論理ゾーンのグループとランドに交替 処理用の領域 （スペアエリア） を設けることにより、 例え、 デ一夕 の交替処理が必要になった場合でも、 アクセス時間が短くてすむよ うに構成されている。 物理ゾーンは数百 M B (メガバイ ト）、 論理 ゾーンは 8 M B程度であり、 1つの物理ゾーンに、 論理ゾーンは 3 0〜 5 0個ほど含まれる。
ところで、 論理ゾーンの範囲は、 図 8に示すように、 ヘッ ド本体 を移動するシーク動作を行わずとも、 対物レンズ 3 0の駆動による ビーム偏向走査（光シーク） のみでビームをジャンプできる範囲（約 2 0 0 トラック） を基準にして設計されている。 同図においては、 対物レンズ 3 0によるアクセス可能領域 （欠陥ブロック 3 1 とその 予備プロック 3 2 との最大幅が 2 0 0 トラック） であることが示さ れている。 この対物レンズ 3 0による光シークの速度は、 最大 5 ms 程度である。 ちなみに、 ヘッ ド本体を移動するシーク動作により、 上記光シークと同様な 2 0 0 トラックの走査を行った場合には、 そ の 2倍以上の速度を要する。
また、 A S M Oにおいては、 論理ゾーンの中は、 原則的にシ一ケ ンシャルにアクセスし、 次のステップで、 ヘッ ドが最大シーク距離 (最内周から最外周までの距離） まで移動しても、 シームレスに音 声 · 映像データを取り込んだり再生できることを保証している。 上 記最大シーク距離の移動によるアクセス待ち時間は 1秒である。 こ のため、 この 1秒間の間にリアルタムでの音声 · 映像データの取り 込み Z再生を実現するために、 1 MB (メガバイ ト） のデータを保 持できる内部バッファを設けるようにしている。
図 9、 1 0は、 それぞれ、 A S MOにおいて、 シームレスな音声 ' 映像デ一夕の取り込み及び再生を実現するための概念図である。 図 9は、 A S MOに対するバッファリングされた音声 · 映像データの 論理ゾーン N〜N+ 2に対する書き込み操作を示している。 また、 図 1 0は、 A S MOの論理ゾーン N〜N + 2からバッファに、音声 · 映像データを読みだす操作を示している。
ところで、 A S MOでは、 単一チャンネルの記録 · 再生のみを考 慮しており、 複数チャンネルの同時記録、 同時再生、 あるいは時差 再生 （記録しながら再生する動作） などについては、 まだ、 考慮さ れていないのが現状である。
また、 現在の 3. 5インチ M〇 (Magneto Opt ival disc) は、 回 転制御方式として， Z C AV (Zone Constant Angular Veloci ty) を 採用している。 このため、 A S M 0に比べてシーク時間が短いもの の、 3. 5インチ MOの場合、 内周の方が外周よりも転送速度が遅 く （内周の転送速度は外周の転送速度の 6 0 %程度である）、 多チ ヤンネルの映像データについて、 同時記録、 同時再生を試みた場合、 より高い処理性能が要求され、 内周部で処理に対処しきれなくなる などの問題があった。 この問題は、 HD D (Hard Disk Drive)にお いても同様である。
一方、 A S MOの場合には、 回転制御方式として， 内周と外周の 回転数を変化させることで、 全体の転送速度を一定とする Z C L V (Zone Constant Linear Veloci ty)を採用しているため、 3. 5ィ ンチ MOの場合のような問題は発生しないが、 ゾーン間を跨がるァ クセスが生じた場合、回転数を変えるための制御時間が必要となり、 これが処理性能を妨げる要因になっている。
本発明の第 1の目的は、 複数チャンネルのデータの記録ノ再生に 伴う記録媒体へのアクセスをリアルタイムで処理する場合に、 より 多くのチャンネルを効率良く処理するアクセス制御装置およびその 方法を提供することである。 また、 本発明の第 2の目的は、 ランド とグループに記録する記録媒体において、 複数チヤンネルの同時記 録 · 再生等を可能にすることである。 発明の開示
図 1は、 本発明のアクセス制御装置の原理図である。
本発明の第 1の原理によれば、 アクセス制御装置は、 スケジユー リング手段 1 1および制御手段 1 2を備え、 記録媒体への複数のァ クセス要求を処理する。
スケジューリング手段 1 1は、 データの転送レートの変化に応じ てアクセス処理の終了期限を決定し、 終了期限の早い順に複数のァ クセス要求の実行スケジュールを設定する。 制御手段 1 2は、 実行 スケジュールに従ってそれらのアクセス要求の実行を制御する。 例えば、 同期転送の場合、 データの転送レートは挿入されるダミ — · パケッ トの割合に応じて刻々と変化する。 スケジューリング手 段 1 1 は、 その時々の転送レートに応じて動的に書き込みノ読み出 し処理の終了期限を決定し、 終了期限の早い順に書き込み 読み出 し処理を実行するようなスケジュールを設定する。 そして、 制御手 段 1 2は、 設定されたスケジュールに従って、 それらの書き込み 読み出し処理の実行を制御する。 このようなアクセス制御装置によれば、 実際の転送レートに従つ て終了期限が決定され、 それに基づいて柔軟なスケジューリングが 行われる。 このため、 統計多重化された可変レートの映像データを リアルタイムで記録 再生する場合でも、 各チャンネルの転送レー 卜に合わせたスケジューリングが行われ、 より多数のチャンネルの 記録 再生が可能になる。
また、 本発明の第 2の原理によれば、 アクセス制御装置は、 制御 手段 1 2および決定手段 1 3を備え、 ディスク型記録媒体への複数 のアクセス要求を処理する。
決定手段 1 3は、 記録媒体へデータを書き込む複数の書き込み要 求に対して、 それらの書き込み要求に対応する複数の書き込み位置 が互いに近接するように、 書き込み領域を決定する。 制御手段 1 2 は、 各書き込み要求の書き込みデ一夕を上記書き込み領域にシ一ケ ンシャルに書き込む制御を行う。
決定手段 1 3は、 互いに近接する複数の書き込み位置を含む書き 込み領域を決定し、 制御手段 1 2は、 各書き込み要求の書き込みデ 一夕を、 その書き込み領域内の複数の書き込み位置にシーケンシャ ルに書き込む制御を行う。 これらの書き込み位置は、 例えば、 ディ スク型記録媒体上に設けられたゾーン内の連続ァドレスに対応する。
このようなアクセス制御装置によれば、 複数チャンネルの映像デ 一夕の同時書き込みが要求された場合でも、 それらのチャンネルの データがまとめてシーケンシャルに書き込まれ、 書き込みの際のシ ーク待ちや回転待ちが大幅に削減される。 これにより、 処理が効率 化され、 より多数のチャンネルの記録 Z再生が可能になる。
例えば、図 1のスケジューリング手段 1 1および決定手段 1 3は、 後述する図 2の M P U (マイクロプロセッサユニッ ト） 3 1 に対応 し、 制御手段 1 2は、 M P U 3 1 、 L S I 3 2、 ドライバ回路 3 3 、 およびバッファメモリ 3 4に対応する。
また、 本発明の第 3の原理によれば、 アクセス制御装置は、 Z C A Vに基づき回転制御が行われる記録媒体に対する複数チヤンネル の同時記録を制御するアクセス制御装置を前提とする。 そして、 前 記記録媒体上のゾーンの転送速度が平均化されるように、 前記記録 媒体から複数ゾーンを選択する選択手段と、 前記複数チャンネルの データが、 該選択された複数のゾーンに分散 ' 記録されるように制 御する制御手段とを備える。 前記選択手段は、 例えば、 外周ゾーン と内周ゾーンを対にして、 複数のゾーンを選択する。
このようなアクセス制御装置によれば、 記録媒体全体での転送速 度 （転送レート） が一定となるように複数のゾーンを交互にァクセ スして、 複数チャンネルのデ一夕の同時記録の要求性能 （総合要求 性能） に対応して、 各チャンネルのデータを記録媒体に正しく記録 することができる。
また、 本発明の第 4の原理によれば、 アクセス制御装置は、 Z C A Vに基づき回転制御が行われる記録媒体に対する複数チヤンネル の同時記録を制御するアクセス制御装置を前提とし、 該各チャンネ ルのデ一夕の記録要求性能の総和である総合要求性能以上の転送速 度平均を持つ複数のゾーンを、 前記記録媒体から選択する選択手段 と、 該選択された複数のゾーンに前記複数チヤンネルのデータが分 散 · 記録されるように制御する制御手段とを備える。
このようなアクセス制御装置によれば、 各チャンネルのデ一夕の 要求性能の総和 （総合要求性能） に優るように複数のゾーンを選択 して、 各チャンネルのデータを該複数のゾーンに分散 · 記録するの で、 複数チヤンネルのデータを記録媒体に正しく記録することがで さる。
上記第 3及び第 4の原理のアクセス制御装置において、 前記選択 手段は、 例えば、 各ゾーン間のヘッ ドの移動時間を加味して、 前記 複数のゾーンを選択する。 また、 前記選択手段は、 例えば、 各ゾー ン間のへッ ドの移動時間に加え、前記複数チヤンネル数も加味して、 前記複数のゾーンを選択する。 このようなゾーン選択により、 より 精密にゾーンを選択することが可能になる。
また、 前記制御手段は、 各チャンネルのデ一夕とその記録ゾーン とが、 1対 1 に対応するように制御する。 このことにより、 各チヤ ンネルのデータの再生を高速化でき、 また、 デ一夕削除後の領域を 効率的に利用できる。
また、 前記制御手段は、 該各チャンネルのデ一夕がブロック単位 で該各ゾーンに交互に記録されるように制御する。 また、 さらに、 前記制御手段は、 各チャンネルのデータが、 同一のゾーンに交互に 記録されるように制御する。
また、 本発明の第 5の原理のアクセス制御装置によれば、 上記第 3及び第 4の原理のアクセス制御装置において、 更に、 あるゾーン から、 そのゾーンに記録されているあるチャンネルのデータを削除 する削除手段と、 前記チャンネルのデータが削除された前記ゾ一ン の空き領域に、 現在、 最も外周のゾーンに記録されている別チャン ネルのデータを移動するガ一ベジコレクション手段とを備える。
このようなアクセス制御装置によれば、 転送速度の速い外周ゾ一 ンを、 効率的に利用でき、 高速なチャンネルの記録に、 常時、 対処 することが可能になる。
また、 本発明の第 6の原理のアクセス制御装置によれば、 上記第 3及び第 4の原理のアクセス制御装置において、 更に、 あるチャン ネルのデータの再生要求を受け付けた場合、 そのチャンネルのデー 夕が記録されているゾーンから再生データを連続して読みだす読み だし手段を備える。
このようなアクセス制御装置によれば、 チャンネルデータの高速 再生が可能になる。
また、 本発明の第 7の原理によれば、 アクセス制御装置は、 Z C L Vに基づき回転制御が行われる記録媒体に対する複数チヤンネル の同時記録を制御するアクセス制御装置を前提とし、 複数チャンネ ルの同時記録要求を受け付けたとき、 記録容量の多い外周ゾーンを 優先的に選択する選択手段と、 前記複数チャンネルのデ一夕が、 該 選択されたゾーンに集中して記録されるように制御する制御手段と を備える。
このようなアクセス制御装置によれば、 チャンネルデータの高速 記録が可能になる。
また、 本発明の第 8の原理によれば、 アクセス制御装置は、 ラン ド · グループ方式で記録が行われる記録媒体に対する複数チャンネ ルの同時記録を制御するアクセス制御装置を前提とし、 複数チャン ネルの同時記録要求を受け付けたとき、 各チャンネルのデータが 1 対 1対応で記録されるランドまたはグループを決定する決定手段と、 前記各チャンネルのデータが、 該決定された対応するランドまたは グループに沿って分散 · 記録されるように制御する制御手段とを備 える。 前記記録媒体が所定セクタ数のランドとグループを有する論理ゾ —ンに分割される記録媒体である場合、 前記制御手段は、 例えば、 各チャンネルのデータが、 論理ゾーン単位で、 ランドとグループに 交互に分散 · 記録されるように制御する。
このようなアクセス制御装置によれば、 各チャンネルのデータへ のアクセス効率を向上できる。 また、 同時記録した一方のチャンネ ルのデ一夕を削除する処理も高速化でき、 該削除が同時記録した他 方のチャンネルのデ一夕のアクセスに及ぼす影響も少なくできる。 また、 ガーベジコレクショ ンの実行回数も削減できる。
また、 本発明の第 9の原理によれば、 アクセス制御装置は、 上記 第 8の原理のアクセス制御装置において、 更に、 あるチャンネルの デ一夕の削除要求を受け付けた場合、 そのチヤンネルのデータを、 それが記録されているランドまたはグループから削除する削除手段 と、 該ランドまたは該グループと対になっている他のランドまたは 他のグループに記録されている別のチャンネルのデータを、 空き領 域のある論理ゾーンに移動させて再記録させるガーべジコレクショ ン手段を備える。
このようなアクセス制御装置によれば、 チャンネルデータの削除 を容易かつ高速にできると共に、 不連続な空き領域を削減できる。 また、 本発明の第 1 0の原理によれば、 アクセス制御装置は、 上 記第 8及び第 9の原理のアクセス制御装置において、 更に、 あるチ ヤ ンネルのデータの再生要求を受け付けた場合、 そのチヤンネルの データが記録されているランドまたはグループから再生データを連 続して読みだす読みだし手段を備える。
このようなアクセス制御装置によれば、 チャンネルの再生を高速 できる 図面の簡単な説明
図 1は、 従来のディスクスケジューリングを示す図である。
図 2は、 一定レートの転送デ一夕を示す図である。
図 3は、 可変レートの転送データを示す図である。
図 4は、 同期転送を示す図である。
図 5は、 A S MOの構成を示す図である。
図 6は、 A S MOにおける論理ゾーンの構成を示す図である。 図 7は、 A S M〇における欠陥管理の操作方法を説明する図であ る。
図 8は、 A S MOにおけるレンズ操作のみによるァクセス可能領 域を説明する図である。
図 9は、 A S MOにおける W r i t e操作を説明する図である。 図 1 0は、 A S MOにおける R e a d操作を説明する図である。 図 1 1は、 本発明のアクセス制御装置の原理図である。
図 1 2は、 ス トレ一ジシステムの構成図である。
図 1 3は、 ディスクスケジューリ ングの原理フローチャートであ る。
図 1 4は、 第 1のディスクスケジューリングを示す図である。 図 1 5は、 ディスクに記録されるデータのフォーマッ トを示す図 である。
図 1 6は、 第 2のディスクスケジューリングを示す図である。 図 1 7は、 スケジュールテーブルを示す図である。
図 1 8は、 書き込み処理のフローチャートである。 図 1 9は、 読み出し処理のフローチャートである。
図 2 0は、 書き込み Z読み出し処理のフローチャートである。 図 2 1は、 第 1の並べ替えアルゴリズムを示す図である。
図 2 2は、 第 2の並べ替えアルゴリズムを示す図である。
図 2 3は、 第 1のゾーン決定処理の原理フローチャー トである。 図 2 4は、 第 2のゾーン決定処理の原理フローチャートである。 図 2 5は、 複数ゾーンとその転送レートを示す図である。
図 2 6は、 チャンネル数に基づく書き込み処理を示す図である。 図 2 7は、 チャンネル数に基づく書き込み処理のフロ一チャート である。
図 2 8は、 ゾーン対を用いた書き込み処理のフローチャートであ る。
図 2 9は、 ゾーン対を用いた書き込み処理を示す図である。
図 3 0は、 制御プログラムの格納場所を示す図である。
図 3 1 は、 A S MOを 3つの論理ゾーンに分割した状態を示す図 である。
図 3 2は、 図 3 1 に示す A S MOに 1チャンネルのデ一夕を記録 する方法を示す図であり、 （ a ) は論理ゾーン、 （b ) はグループ、 ( c ) はランドに沿って記録する方法を示す図である。
図 3 3は、 図 3 1 に示す A S MOに 2チャンネルのデータを記録 する方法を示す図である。
図 3 4は、 図 3 1 に示す A S MOに 2チャンネルのデ一夕を同時 記録した場合の、 再生、 削除、 ガーべジコクシヨ ン、 及びガーベジ コクシヨン後の新たな 2チャンネルの同時記録の方法を説明する図 であり、 （ a ) は最初の 2チャンネル同時記録、 （ b ) は C h 2の削 除、 （ c ) は C h 1のガーべジコクシヨン、 （ d ) は該ガーべジコク シヨン後の C h 3、 4の 2チャンネル同時記録の方法を示す図であ る。
図 3 5は、 本発明におけるランド · グループ方式の記録媒体に対 する記録、 再生、 及び削除方法の原理を説明するフローチャートで ある。
図 3 6は、 Z C A V方式の回転制御方式のディスクのゾーン分割 の構成及び転送レートを平均化するゾーン対の構成方法を示す図で ある。
図 3 7は、 図 3 6のディスクに対する 2チャンネルの同時記録に 係わる処理の方法を示す図であり、 （ a) は C h i、 2の同時記録、 C h 2の削除、 （ b) は C h 1のガ一ベジコクシヨン、 （ c ) は該ガ 一べジコクシヨン後の C h 3 、 4の同時記録を示す図である。 図 3 8は、 内周と外周の転送速度を平均化してデータ記録を行う処理 手順を示すフローチャートである。
図 3 9は、 ディスクの空きゾーンを選択するアルゴリズムを説明 するフローチャート （その 1 ) である。
図 4 0は、 ディスクの空きゾーンを選択するアルゴリズムを説明 するフローチャート （その 2 ) である。
図 4 1 は、 ス トリームを管理するテーブルの構成例を示す図であ る。
図 4 2は、 ディスクの空きゾーンを管理するテーブルの構成例を 示す図である。
図 4 3は、 図 3 6のディスクの各ゾーンの構成を示す図である。 図 4 4は、 図 3 9及び図 4 0のフローチャー トの処理におけるス トリ一ム管理テーブル及び空きゾーン管理テーブルの格納リス トの 状態遷移を示す図である。
図 4 5は、 図 4 3のゾーン構成のディスクの初期状態を示す図で ある。
図 4 6は、 図 4 3のゾーン構成のディスクに、 図 3 9及び図 4 0 のフローチャートに示す処理を実行した場合の、 該ディスクのスト リームデータの記録形態の遷移を示す図 （その 1 ) である。
図 4 7は、 図 4 3のゾーン構成のディスクに、 図 3 9及び図 4 0 のフローチャートに示す処理を実行した場合の、 該ディスクのス ト リームデータの記録形態の遷移を示す図 （その 2 ) である。
図 4 8は、 図 4 3のゾーン構成のディスクに、 図 3 9及び図 4 0 のフローチヤ一卜に示す処理を実行した場合の、 該ディスクのス ト リームデ一夕の記録形態の遷移を示す図 （その 3 ) である。
図 4 9は、 図 4 3のゾーン構成のディスクに、 図 3 9及び図 4 0 のフローチャートに示す処理を実行した場合の、 該ディスクのス ト リームデータの記録形態の遷移を示す図 （その 4 ) である。
図 5 0は、 図 4 3のゾ一ン構成のディスクに、 図 3 9及び図 4 0 のフローチャートに示す処理を実行した場合の、 該ディスクのス ト リームデータの記録形態の遷移を示す図 （その 5 ) である。
図 5 1は、 図 4 3のゾーン構成のディスクに、 図 3 9及び図 4 0 のフローチャートに示す処理を実行した場合の、 該ディスクのス ト リームデータの記録形態の遷移を示す図 （その 6 ) である。
図 5 2は、 6つのゾーンに分割された Z C A V方式の回転制御方 式のディスクの各ゾーンのバイ ト数 トラック、 及び転送レートを 示す図である。 図 5 3は、 図 5 2に示すゾーン構成のディスクに、 アクセス時間 及びチャンネル数を考慮しないで 2チャンネルの同時記録を行う方 法を説明する図であり、 （ a ) はゾーン 1 とゾーン 2 に分散 · 記録 する例、 （ b ) はゾーン 1のみに分散 · 記録する例、 （ c ) はゾーン 2 とゾーン 6に分散 · 記録する例である。
図 5 4は、 図 5 2に示すゾーン構成のディスクに、 アクセス時間 を考慮しないで 2チャンネルの同時記録を行う方法を説明する図で あり、 （ a ) はゾーン 2 とゾーン 3に分散 · 記録する例、 （ b) はゾ ーン 1 のみに分散 · 記録する例、 （ c ) はゾーン 5 とゾーン 6に分 散 · 記録する例である。
図 5 5は、 図 5 2に示すゾーン構成のディスクに、 アクセス時間 及びチャンネル数を考慮して、 2チャンネルの同時記録を行う方法 を説明する図であり、 （ a ) はゾーン 2 とゾーン 3に分散 ' 記録す る例、 （ b ) はゾーン 1 とゾーン 2に分散 · 記録する例、 （ c ) はゾ ーン 5 とゾーン 6に分散 · 記録する例である。
図 5 6は、 総合要求性能に対して総合保持性能が優るように複数 ゾーンを選択して複数チャンネルの同時記録を行うアルゴリズムを 示すフローチャート （その 1 ) である。
図 5 7は、 総合要求性能に対して総合保持性能が優るように複数 ゾーンを選択して複数チヤンネルの同時記録を行うアルゴリズムを 示すフローチャート （その 2 ) である。
図 5 8は、 総合要求性能に対して総合保持性能が優るように複数 ゾーンを選択して複数チヤンネルの同時記録を行うアルゴリズムを 示すフローチャート （その 3 ) である。
図 5 9は、 総合要求性能に対して総合保持性能が優るように複数 ゾーンを選択して複数チヤンネルの同時記録を行うアルゴリズムを 示すフローチャート （その 4 ) である。
図 6 0は、 Z C L Vの回転制御方式のディスクに複数チャンネル のデータを同時記録するアルゴリズムを示すフローチャートである, 発明を実施するための最良の実施形態
図 1 1は、 本発明のアクセス制御装置の原理図である。
本発明の第 1の原理によれば、 アクセス制御装置は、 スケジュ一 リング手段 4 1および制御手段 4 2を備え、 記録媒体への複数のァ クセス要求を処理する。
スケジューリング手段 4 1は、 データの転送レー卜の変化に応じ てアクセス処理の終了期限を決定し、 終了期限の早い順に複数のァ クセス要求の実行スケジュールを設定する。 制御手段 4 2は、 実行 スケジュールに従ってそれらのアクセス要求の実行を制御する。
例えば、 同期転送の場合、 デ一夕の転送レートは挿入されるダミ 一 · パケッ トの割合に応じて刻々と変化する。 スケジューリング手 段 4 1 は、 その時々の転送レートに応じて動的に書き込み 読み出 し処理の終了期限を決定し、 終了期限の早い順に書き込み Z読み出 し処理を実行するようなスケジュールを設定する。 そして、 制御手 段 4 2は、 設定されたスケジュールに従って、 それらの書き込み Z 読み出し処理の実行を制御する。
このようなアクセス制御装置によれば、 実際の転送レー卜に従つ て終了期限が決定され、 それに基づいて柔軟なスケジューリングが 行われる。 このため、 統計多重化された可変レートの映像データを リアルタイムで記録 Z再生する場合でも、 各チャネルの転送レート に合わせたスケジューリングが行われ、 より多数のチャネルの記録 ノ再生が可能になる。
また、 本発明の第 2の原理によれば、 アクセス制御装置は、 制御 手段 4 2および決定手段 4 3を備え、 ディスク型記録媒体への複数 のアクセス要求を処理する。
決定手段 4 3は、 記録媒体へデータを書き込む複数の書き込み要 求に対して、 それらの書き込み要求に対応する複数の書き込み位置 が互いに近接するように、 書き込み領域を決定する。 制御手段 4 2 は、 各書き込み要求の書き込みデータを上記書き込み領域にシーケ ンシャルに書き込む制御を行う。
決定手段 4 3は、 互いに近接する複数の書き込み位置を含む書き 込み領域を決定し、 制御手段 4 2は、 各書き込み要求の書き込みデ 一夕を、 その書き込み領域内の複数の書き込み位置にシーケンシャ ルに書き込む制御を行う。 これらの書き込み位置は、 例えば、 ディ スク型記録媒体上に設けられたゾーン内の連続ァドレスに対応する。
このようなアクセス制御装置によれば、 複数チャネルの映像デー 夕の同時書き込みが要求された場合でも、 それらのチャネルのデー 夕がまとめてシーケンシャルに書き込まれ、 書き込みの際のシーク 待ちや回転待ちが大幅に削減される。 これにより、 処理が効率化さ れ、 より多数のチャネルの記録 Z再生が可能になる。 例えば、 図 1 1のスケジューリング手段 4 1および決定手段 4 3は、 後述する 図 1 2の M P U (マイクロプロセッサユニッ ト） 6 1 に対応し、 制 御手段 4 2は、 M P U 6 1 、 L S I 6 2、 ドライバ回路 6 3、 およ びバッファメモリ 6 4に対応する。
以下、 図面を参照しながら、 本発明の実施の形態を詳細に説明す る。
本発明においては、 受け取った転送バケツ 卜からダミー · パケッ トを省き、 有効なデータを一定のプロック単位でバッファメモリに 一時蓄積する。 このとき、 ダミー ' パケッ トが多いほど、 有効なデ 一夕を蓄積するために多くの時間がかかることになる。 そして、 各 チャネルの蓄積時間に対応して終了期限を随時設定し、 その終了期 限に従ってスケジューリングを行う。
このように、 実際の転送レートに依存する蓄積時間に応じて終了 期限を柔軟に設定することで、 スケジューリングの時間制約が穏ゃ かになり、 より多数のチャネル、 またはより高速なチャネルを処理 できるようになる。
また、 より厳しい条件 （特に、 より多数のチャネル、 またはより 高速なチャネル） で書き込みが同時に起こる場合、 より転送能力の あるディスクの外周ゾーンをアクセスポイントとして、 データを集 中的に （時系列で連続的に） 書き込むようにスケジューリングする。 これにより、転送レートとシーク待ちの両方の時間制約が軽減され、 より多数のチャネルまたはより高速なチャネルを処理できるように なる。
図 1 2は、 本発明の実施形態のアクセス制御装置を含むス トレ一 ジシステムの構成図である。 図 1 2のス トレ一ジシステムは、 ス ト レ一ジデバイス 5 1 、 S T B 5 2、 およびデジタル T V 5 3を備え、 これらの各装置は I E E E 1 3 9 4回線 5 4により互いに接続され ている。 S T B 5 2は、 例えば、 外部のネッ トワークから M P E G の映像データを受信し、 それを同期転送によりス トレージデバイス 5 1 に転送する。 そして、 デジタル T V 5 3は、 ス トレージデバイ ス 2 5に格納された映像データを読み出して、 画面に表示する。 ス トレージデバイス 5 1 において、 ディスクアクセスの制御を行 う回路は、 ディスクアクセス制御用 MP U 6 1 (マイクロプロセッ サユニッ ト）、 I E E E 1 3 9 4 L S I 6 2 , ディスク ドライノ 6 3、 およびバッファメモリ 6 4を含み、 これらの各装置はバス 6 5 により互いに接続されている。
L S I 6 2は、 回線 6 4とス トレ一ジデバイス 5 1の間の通信ィ ンタフエースとして動作する。 ノ'ッファメモリ 6 4は、 例えば、 6 4キロバイ ト （KB) の容量を有する 1 6個の単位ブロックから構 成され、 回線 6 4を介して送られてきた映像データまたは回線 5 4 へ送り出す映像データを一時的に蓄積する。
M P U 6 1は、 回線 5 4から入力される R e a d ZW r i t e命 令を受け、 ディスクスケジューリ ングのアルゴリズムに従って、 デ イスク 6 6のアクセス実行順序と読み出し Z書き込み場所を決定す る。 そして、 その順序に従って、 ディスク 6 6を搭載したディスク ドライブ （不図示） に、 ドライバ回路 6 3を介してアクセスする。 図 1 3は、 MP U 6 1 によるディスクスケジューリ ングの原理を 説明するフローチャー トである。 MP U 6 1 は、 まず、 複数チヤネ ルの R e a dZW r i t eのリアルタイム命令に従って、 ノ ッファ メモリ 6 4の、一定容量の単位プロックにデータを一時蓄積する（ス テツプ S 1 )。 単位ブロックのサイズは、 通常、 ディ スクの トラッ クサイズに対応して決められ、 6 4 KB程度に設定される。
次に、 ノ ッファメモリ 6 4の単位プロックにデータを一時蓄積す るのに要した時間に応じて、 各チャネルの終了期限を決定する （ス テツプ S 2 )。 書き込みデータの一時蓄積の際には、 受け取った転 送バケツ トのうち、 デ一夕 . ブロック · バケツ トのデ一夕のみを蓄 積し、 ダミー · パケッ トは廃棄する。 このため、 ダミー ' パケッ ト の出現頻度に応じて処理時間が異なり、 転送レートは可変になる。 次に、 複数チャネルの中の最大転送レートに対応する周期毎に、 S C A N— E D Fに基づいてスケジューリ ングを行う （ステップ S 3 )。
最大転送レートは、 ダミー · バケツ トなしでデ一夕 · ブロック · パケッ トを連続転送した場合のレートに相当し、 このとき、 単位ブ ロック当たりのデ一夕転送時間は最短となる。 ここで、 すべてのチ ャネルが最大転送レートでデータを転送する場合を考えると、 最短 のデータ転送時間毎に新たな終了期限が決定されることになる。 そ こで、 このような場合のスケジューリングミスを防ぐため、 単位ブ ロック当たりの最短のデ一夕転送時間を周期として、 定期的にスケ ジュ一リ ングを行う。
ここでは、 S C A N _ E D Fのアルゴリズムに基づいて、 終了期 限が迫っている処理を優先的にスケジューリングする。 また、 同じ 終了期限の処理が複数ある場合には、 シーク距離が短いチャネルを 優先する。 このように、 スッテプ S 2で決めた終了期限を S C AN _ E D Fに適用することで、 実際の処理状況に合わせて時間制約が より穏やかになる。
図 1 4は、 このようなディスクスケジューリングの例を示してい る。 ここでは、 4つのチャネル C h i、 C h 2、 C h 3、 および C h 4のうち、 C h l、 C h 2、 および C h 3の 3つのチャネルでは W r i t e処理が行われ、 C h 4では R e a d処理が行われている。 バケツ 卜 Wは、 書き込みデータを含むデータ · ブロック · バケツ トを表し、パケッ 卜 Rは、読み出しデータを含むデータ 'ブロック · パケッ トを表し、 パケッ ト Dは、 ダミー · パケッ トを表す。 また、 ノ'ッファメモリ 6 4内では、 各チャネルにそれぞれ 3つの単位ブロ ック 6 4 aが割り当てられている。
W r i t e処理においては、 ダミー · パケッ ト Dを除く有効パケ ッ ト Wのデータが、 ノ ッファメモリ 6 4の 1つの単位ブロック 6 4 aに一時蓄積される。 このとき、 単位ブロック分のデータをバッフ ァメモリ 6 4に書き込むのに要した時間により、 各チャネルの終了 期限が設定される。
そして、 「最大転送レ一卜」、 「終了期限情報」、 および 「有効パケ ッ トとダミー · パケッ トの種別を時系列的に示したバイナリデー 夕」 が、 「有効デ一夕」 と共にディスク 6 6に記録される。 これら のデータは、 ノ'ッファメモリ 6 4を介して、 図 1 5に示すようなフ ォ一マッ トでディスク 6 6に記録される。 最大転送レートは、 例え ば、 1パケッ ト当たりの有効デ一夕のバイ ト数で表される。
また、 終了期限情報としては、 例えば、 単位ブロック分のデータ の一時蓄積に要した時間を記録してもよく、 その間に受け取った有 効パケッ 卜とダミー · バケツ 卜の数の合計を記録してもよい。 図 1 5では、 後者の終了期限情報が用いられている。 また、 図 1 5のバ イナリデ一夕としては、 有効バケツ トを論理 " 1 "で表し、 ダミー ' バケツ トを論理 " 0 " で表したバイナリシーケンスが用いられてい る。
これらの終了期限情報とバイナリデータは、 有効デ一夕の R e a d処理において利用される。 このとき、 記録されている終了期限情 報を利用して R e a d処理の終了期限が決定されるとともに、 対応 するバイナリデータに従ってダミ一 ' バケツ トが揷入される。
これにより、 TV 5 3のようなディスク 6 6に対するデ一夕の R e a d処理を要求した受け取り側においても、 S T B 5 2から直接 映像データを受け取る場合と同様のシーケンスで、 L S I 5 2を介 して同期転送パケッ トを受け取ることができる。 したがって、 受け 取り側のバッファメモリ を必要以上に増やすことなく、 リアルタイ ムの同期転送が可能になる。
あるいは、 受け取り側で非同期 （Asynchronous) 転送が可能であ れば、 ダミー · パケッ トを挿入せずに有効パケッ トのみを送出して もよい。 この場合、 転送データは既にディスク 6 6に格納されてい るので、 受け取り側のペースで転送保証を行いながら、 I E E E 1 3 9 4のもう 1つの転送モー ドである非同期転送により R EAD処 理を実行することができる。
ところで、 図 4に示した トランスポー ト ' バケツ ト 3は 1 9 2バ イ トの有効データを含んでおり、 ノ ッファメモリ 6 4の単位ブロッ クサイズとしてディスク トラック レベルの 6 4 K B程度を採用した 場合、 約 3 4 0個のパケッ ト 3に相当するデ一夕がバッファメモリ 6 4の単位ブロックに蓄積される。 したがって、 パケッ ト 3から 2 つのデ一夕 . ブロック · バケツ ト 4を生成した場合、 約 6 8 0個の データ · ブロック · パケッ ト 4がー時蓄積されるのに要する時間か ら終了期限が決定される。
図 1 4のスケジューリ ングの例では、 説明を簡単にするため、 バ ッファメモリ 6 4の単位ブロック 6 4 aの容量を有効バケツ ト 4個 分とし、 4つの有効パケッ トが蓄積されるのに要した時間から終了 期限が決定されるものとしている。 ここで、 # 1〜 # 1 0の各矢印 は、 4つの有効パケッ トに対応する R e a d ZW r i t e処理を表 し、 矢印の番号は、 スケジューリングされた処理の実行順序を表す。 また、 矢印の元は終了期限の決定タイミングを表し、 矢印の先は決 定された終了期限を表す。 このスケジューリングの概要は、 次のよ うになる。
# 1 ： C h 4で 4パケッ ト分の有効データがディスク 6 6から読 み出され、 バッファメモリ 6 4に一時蓄積される。 このとき、 図 1 5に示した他の情報も有効データと共に蓄積される。
# 2 ： 読みだした終了期限情報に従って R e a d処理の終了期限 が決定され、 読みだしたバイナリデ一夕 " 1 0 1 0 1 0 1 " に従つ て、 蓄積された有効データがバッファメモリ 6 4から同期転送で送 り出される。 このとき、 バイナリデータの論理 " 1 " に対応して有 効パケッ ト Rが送り出され、 論理 "0 " に対応してダミー · バケツ 卜 Dが送り出される。 それと同 時に、 次の 4パケッ ト分の 有効データがディスク 6 6から読み出され、 バッファメモ リ 6 4に一時蓄積される。
# 3 ： # 2の処理の間に、 まず、 C h i と C h 3で、 4つの有効 バケツ ト Wのデータのバッファメモリ 6 4への一時蓄積が完了し、 その一時蓄積時間から終了期限が決定される。 このとき、 図 1 5に 示した他の情報も有効デ一夕と共に蓄積される。
ここでは、 C h i と C h 3で、 共に、 4つの有効パケッ ト Wが連 続して送られてきたため、 それらのバイナリデ一タは共に " 1 1 1 1 " となる。 また、 終了期限は上記 4有効パケッ ト分の転送時間に 基づいて決められるため、 C h 1 と C h 3の終了期限は同じ時刻と なる。 そこで、 現在のディスクヘッ ドの位置 H 0が参照され、 その 位置により近い （シーク距離がより短い） ア ドレスポイントを持つ
C h 1の W r i t e処理が優先的にスケジューリングされる。
# 4 ： 次に、 C h i と同じ終了期限を持つ C h 3の W r i t e処 理がスケジューリングされる。
# 5 ： 次に、 C h 2で 4つの有効バケツ ト Wのデータの一時蓄積 が完了し、 終了期限が決定される。 ここでは、 4つの有効パケッ ト Wの間に 2つのダミー · パケッ ト Dが送られてきたため、 バイナリ データは " 1 0 1 1 0 1 " となり、 終了期限は 6バケツ ト分の転送 時間に基づいて決定される。
以下同様にして、 各チャネルの R e a d ZW r i t e処理が終了 期限の早い順にスケジューリングされる。 この結果、 # 6は C h 3 、 # 7は C h 4、 # 8は C h i 、 # 9は C h 3 、 # 1 0は C h 2 とな る。 このように、 処理の実行順序は、 バッファメモリ 6 4への一時蓄 積の終了順ではなく、 一時蓄積に要した時間から決定された終了期 限の早い順に設定される。 したがって、 複数の W r i t e処理をス ケジユ ーリ ングする際、 必ずしも一時蓄積が終了した順にディスク 6 6がアクセスされるとは限らない。
また、 図 1 4の例では、 各チャネル毎に単位ブロック 3個分のバ ッファ領域 6 4 aを持ち、 終了期限の変動に応じて、 ディスク 6 6 との間の転送に 2ブロック分を利用し、 L S I 6 2 との間の転送に 1ブロック分を利用している。 このように、 ノ ッファメモリ 6 4の 容量は限られているため、 終了期限にも上限を設けておく必要があ る。
この例では、 一時蓄積に要する時間は 4〜 8バケツ 卜の転送時間 の範囲である。 そこで、 最も長い 8パケッ トの転送時間に基づいて 終了期限が設定された直後に、 最大転送レー卜でデータがバッファ メモリ 6 4に入力された場合を考えてみる。 この場合、 既に蓄積さ れている 1ブロック分のデ一夕がディスク 6 6に書き込まれる間に 2ブロック分のデ一夕がバッファメモリ 6 4に蓄積されることにな る。 したがって、 各チャネル毎に少なく とも 3ブロック分のバッフ ァ領域が必要であり、 終了期限は 8バケツ 卜の転送時間内に設定さ れる必要がある。
言い換えれば、 終了期限の上限は、 バッファメモリ 6 4の利用可 能な領域に最大転送レートで有効データを蓄積するのに要する蓄積 時間により決定される。 ここでは、 この蓄積時間は、 最大転送レー 卜の半分の転送レートの場合の単位ブロック当たりの一時蓄積時間 ( 8パケッ トの転送時間） に一致しており、 転送レートはそれより 小さくならないものと仮定している。
また、 終了期限情報として有効バケツ トおよびダミー · パケッ 卜 の数の合計を用いた場合、 これを時間または時刻へ変換することは 容易である。 ここでは、 終了期限情報の範囲は 4 一 8パケッ トであ り、 I E E E 1 3 9 4における 1パケッ トの転送時間は 1 2 5 s である。 したがって、 4〜 8パケッ トを転送時間に換算すると、 5 0 0 M S 〜 l m s となり、 終了期限は、 開始時刻から 5 0 0 S 〜 1 m s経過した時刻となる。 開始時刻としては、 ノ ッファメモリ 6 4への一時蓄積が完了した時刻が用いられる。
次に、 図 1 6は、 同期転送パケッ トにダミー · パケッ トが含まれ ない場合のディスクスケジューリングの例を示している。 この場合 は、 ダミー · パケッ トがないため、 各チャネルの処理の開始時刻お よび転送レ一卜が同じであれば、 それらの処理の終了期限は同じに なる。 そこで、 S C AN— ED Fのアルゴリズムに基づき、 終了期 限が同じ 2つ以上の処理については、 シーク方向が同じでシーク距 離の短い順に実行順序が設定される。
図 1 6の例では、 C h 4の 2回の R e a d処理 （# 1および # 2 ) から始まって、 C h 2の W r i t e処理 （# 3 ) に移り、 シーク方 向を変えて C h 4 (# 4 )、 C h 3 (# 5 )、 C h i ( # 6 ) の順に 処理されるようなスケジュールが設定される。 その後、 # 7は(3 11 1、 # 8は C h 3、 # 9は C h 4、 # 1 0ぉょび# 1 1 は〇 11 2、 # 1 2は C h 4、 # 1 3は C h 3、 # 1 4は C h i となる。
次に、 図 1 7から図 2 2までを参照しながら、 M P U 5 1による スケジューリング処理について詳細に説明する。 M P U 5 1は、 実 行予定の各チャネルの処理を登録したスケジュールテーブル （不図 示） を保持しており、 このテーブルを用いてディスクアクセスのス ケジュ一リングを行う。
図 1 7は、 Nチャネルを対象に 2 N個 （各チャネル当たり 2個） の処理命令を受け付ける場合のスケジュールテーブルを示している < 図 1 7のスケジュールテーブル 7 0の各要素 O r d e r ( I ) ( I = 1， 2，...， 2 N) は、 終了期限 T、 R e a d ZW r i t e処理 の識別情報 R/W、 チャネル番号 C、 およびディスク 6 6上のプロ ックア ドレス Aを含み、 実行予定の 1つの R e a d ZW r i t e処 理を表している。 同図は、 スケジュールテーブル 7 0に m個の要素 が登録された状態を示しており、 それらの m個の要素は終了期限 T の早い順に並べられている。
また、 O r d e r ( 1 ) に含まれる各デ一夕の添え字 i は、 対応 する処理の対象となるチャネルの番号を表し、 C i = i である。 O r d e r (m— 1 )、 O r d e r (m) に含まれる各デ一夕の添え 字：！ 、 kについても同様である。 また、 W i は W r i t e処理を、 R j , R kは R e a d処理を示す。
図 1 8は、 W r i t e処理のスケジユ ーリングおよび実行のフ口 —チャートである。 同図のフローチャートで使用されている変数 m は、 スケジュールテーブル 7 0 に登録されている要素〇 r d e r ( I ) の個数を示す。
M P U 5 1 は、 まず、 いずれかのチャネル kで単位ブロック分の 書き込みデ一夕がバッファメモリ 6 4に一時蓄積されたかどうかを 判定する （ステップ S 1 1 )。 一時蓄積が終了していなければステ ップ S 1 1の判定を繰り返す。
チャネル kで一時蓄積が終了すると、 次に、 その一時蓄積に要し た時間に従ってチャネル kの W r i t e処理の終了期限 Tk を算出 する （ステップ S 1 2 )。 一時蓄積時間は、 チャネル kの転送レー トによって異なるため、 終了期限 Tkもそれによつて異なってくる。 チャネル kの転送レートは、 ダミー · バケツ 卜の割合によつて変 化するが、 単位ブロック 2個分のデータを転送する間には大きく変 化しないと考えられる。 したがって、 次の単位ブロック分のデータ の一時蓄積時間も同じ程度であり、 既に蓄積されたデータをこの時 間内にディスク 6 6に書き込めばよいことになる。 そこで、 例えば、 タイマから取得した現時刻に一時蓄積時間を加算して、 終了期限 T k を算出する。 次に、 未処理の m個の W r i t e処理を終了期限の早い順に並べ たスケジュールテーブル 7 0の最下位に、 チャネル kの W r i t e 処理を登録する （ステップ S 1 3 )。 すなわち、 変数 mの値を " 1 " インク リ メントした後、 O r d e r (m) に Tk を登録する。 この とき、 O r d e r (m) には、 同時に、 Wk 、 Ck 、 および Ak も 登録される。
次に、 登録された O r d e r (m) を含めて、 m個の要素の終了 期限 Tを比較し、 早い順に要素を並べ替えて （ステップ S 1 4 )、 ステップ S 1 1 に戻り、 ステップ S 1 1以降の処理を繰り返す。 ス テツプ S 1 1〜ステップ S 1 4の処理は、 あるチャンネルの単位ブ ロックのデ一夕がバッファメモリ 6 4に蓄積される毎に、 スケジュ ールテーブル 7 0に新たな要素を追加して、 スケジュールテーブル 7 0に登録された要素を終了期限の早いものから順に、 ソートする 処理である。 これにより、 スケジュールテーブル 7 0には、 常に、 終了期限の早いものから順に、 要素 O r d e r ( 1 )、 O r d e r ( 2 )、... が登録される。
ステップ S 1 ；!〜 S 1 4の処理と並行して、 ステップ S 1 5〜ス テツプ S 1 7のループ処理が、 M P U 5 1 により実行される。
このループ処理において、 まず、 m= 0かどうかを判定する （ス テツプ S 1 5 )。 この判定は、 スケジュールテーブル 7 0に要素〇 r d e r ( I ) が登録されているか判断する処理である。
m = 0でなければ、 未処理の W r i t e処理が残っていると判断 し、 スケジュールテーブル 7 0を参照して、 その先頭要素 O r d e r ( 1 ) に登録された W r i t e処理の実行を ドライバ回路 6 3に 指示する （ステップ S 1 6 )。 これによ り、 ドライバ回路 6 3は、 ノ ッファメモリ 6 4に蓄積された〇 r d e r ( 1 ) に登録されたチ ャネル i のデ一タを、 ディスク 6 6上のァドレス A i の位置に書き 込む。
次に、 MP U 6 1は、 スケジュールテーブル 7 0において、 登録 されている O r d e r ( 2 ) 以下の要素の番号を 1つずつ繰り上げ る （ステップ S 1 7 )。 ここでは、 1 = 2 , 3， ...， mについて、 O r d e r ( 1 — 1 ) = O r d e r ( I ) の置き換えを実行し、 変 数 mの値を " 1 " デクリメントする。 そして、 ステップ S 1 5以降 の処理を繰り返す。
ステップ S 1 5において m= 0であれば、 W r i t e処理はすべ て終了していると判断し、 ステップ S 1 1 に移行する。
また、 図 1 9は、 R e a d処理のスケジューリングおよび実行を 説明するフローチャートである。 各チャネルではバッファメモリ 6 4の単位ブロック 2個分のデ一夕がドライバ回路 6 3によりデイス ク 6 6から先読みされ、 バッファメモリ 6 4に一時蓄積される （ス テツプ S 2 1 )。 今、 チャネル kで最初のブロックのデータがバッ ファメモリ 6 4から L S I 6 2へ転送中であり、 次のブロックのデ —タは先読みが終了したとする。
この時、 M P U 6 1は、 まず、 いずれかのチャネルで単位ブロッ ク分の読み出しデータがバッファメモリ 6 4から送り出されたかど うかを判定する （ステップ S 2 2 )。 送り出しが終了していなけれ ばステップ S 2 2の判定を繰り返す。
そして、 ステップ S 2 2で、 チャネル kのデ一夕の送り出しが終 了したと判定すると、 既に、 先読みされているチャネル kの次のブ ロックのデータの終了期限情報に従って、 チャネル kの R e a d処 理の終了期限 Tk を算出する （ステップ S 2 3 )。
ディスク 6 6から読み出されたバイナリデータに従って読み出し デ一夕を転送する場合、 転送時間は、 書き込み時のバッファメモリ 6 4での一時蓄積時間を表す終了期限情報によって決まってくる。 そこで、 例えば、 夕イマから取得した現時刻に終了期限情報に対応 する時間を加算して、 終了期限 Tk を算出する。 ドライバ回路 6 3 は、 この終了期限 Tk までに、 次の単位ブロック分のデータをディ スク 6 6から先読みすればよい。
次に、 図 1 8のステップ S 1 3 と同様にして、 未処理の m個の R e a d処理を含むスケジュールテーブル 7 0の最下位に、 チャネル kの R e a d処理を登録する （ステップ S 2 4 )。 そして、 図 8の ステップ S 1 4と同様にして、 m個の要素を終了期限の早い順に並 ベ替えて （ステップ S 2 5 )、 ステップ S 2 2〜 S 2 5の処理を繰 り返す。
MP U 6 1は、ステップ S 2 2〜 S 2 5のループ処理と並行して、 ステップ S 2 6〜 S 2 8のループ処理を実行する。
すなわち、 まず、 m = 0かどうかを判定する （ステップ S 2 6 )。 m = 0でなければ、未処理の R e a d処理が残っていると判断し、 スケジュールテーブル 7 0を参照して、 先頭要素〇 r d e r ( 1 ) に登録された R e a d処理の実行を ドライバ回路 6 3 に指示する (ステップ S 2 7 )。 そして、 ドライバ回路 6 3は、 ディスク 6 6 上のアドレス A i の位置からチャネル i のデ一夕を読み出し、 バッ ファメモリ 6 4に格納する。
次に、 MP U 6 1は、 図 1 8のステップ S 1 7 と同様にして、 ス ケジュールテーブル 7 0において O r d e r ( 2 ) 以下の要素の番 号を 1つずつ繰り上げ （ステップ S 2 8 )、 再び、 ステップ S 2 6 以降の処理を繰り返す。 そして、 ステップ S 2 6において m= 0で あれば、 R e a d処理はすべて終了していると判断し、 ステップ S 2 2に移行する。
また、 W r i t e処理と R e a d処理が混在する場合は、 図 2 0 に示すような処理が行われる。 M P U 3 1は、 まず、 いずれかのチ ャネルでバッファメモリ 6 4へのアクセスが終了したかどうかを判 定する （ステップ S 3 1 )。 アクセスが終了していなければステツ プ S 3 1の判定を繰り返す。
そして、 ステップ S 3 1 において、 チャネル kのバッファメモリ 6 4へのアクセスが終了したと判定すると、 次に、 終了したァクセ スの種類が W r i t e処理に伴う一時蓄積と R e a d処理に伴う送 り出しのいずれであるかを判定する （ステップ S 3 2 )。 アクセス がー時蓄積であれば、 図 1 8のステップ S 1 2 と同様にして、 一時 蓄積時間から終了期限 Tk を算出する （ステップ S 3 3 )。 一方、 アクセスが送り出しであれば、 図 1 9のステップ S 2 3 と同様にし て、 次のブロックのデ一夕の終了期限情報から終了期限 Tk を算出 する （ステップ S 3 4 )。 次に、 図 1 8のステップ S 1 3 と同様 にして、 スケジュールテーブル 7 0の最下位にチャネル kの処理を 登録する （ステップ S 3 5 )。 このとき、 W r i t e処理の場合は Wk が登録され、 R e a d処理の場合は Rk が登録される。
次に、 図 1 8のステップ S 1 4と同様にして、 スケジュールテー ブル 7 0の要素を並べ替え （ステップ S 3 6 )、 ステップ S 3 1〜 S 3 6のループ処理を繰り また、 上記ループ処理と並行して、 ス テツプ S 3 7〜 S 4 1のループ処理を実行する。 すなわち、 まず、 m = 0かどうかを判定する （ステップ S 3 7 )。
m= 0でなければ、 スケジュールテーブル 7 0を参照して、 先頭 要素 O r d e r ( 1 ) に登録された処理の種類をチェックする （ス テツプ S 3 8 )。 そして、 「 W」 が登録されていれば、 W r i t e処 理の実行をドライバ回路 6 3に指示し （ステップ S 3 9 )、 「R」 が 登録されていれば、 R e a d処理の実行をドライバ回路 6 3に指示 する （ステップ S 4 0 )。
次に、 図 1 8のステップ S 1 7 と同様にして、 スケジュールテー ブル 7 0において O r d e r ( 2 ) 以下の要素の番号を 1つずつ繰 り上げ （ステップ S 4 1 )、 ステップ S 3 7に戻る。 そして、 ステ ップ S 3 7において m= 0であれば、 R e a d /W r i t e処理は すべて終了していると判断し、 ステップ S 3 1 に移行する。
ところで、 図 1 8のステップ S 1 4、 図 1 9のステップ S 2 5、 および図 2 0のステップ S 3 6においてスケジュールテ一ブル 7 0 の要素を並べ替える場合、 終了期限 Tの比較方法に応じていくつか のアルゴリズムが考えられる。
例えば、 図 1 7において新たに登録された要素を 1つ上の順位の 要素と比較するアルゴリズムは、 図 2 1のようになる。 このアルゴ リズムでは、 MP U 6 1は、まず、新たに登録された O r d e r (m) の終了期限 Tk (m) を O r d e r (m— 1 ) の終了期限 Tj (m — 1 ) と比較し、 Tk (m) >T j (m- 1 ) であれば、 並べ替え を終了する。
また、 Tk (m) = T j (m— 1 ) であれば、 現在のヘッ ドのブ ロックア ドレス Ah、 O r d e r (m) のブロックアドレス Ak (m)、 および O r d e r (m— 1 ) のブロックアドレス A j (m - 1 ) の 関係をチェックする。 そして、 Ak (m) — Ah > A j (m_ l ) — Ah であれば、 O r d e r (m) の方が O r d e r (m - 1 ) よ りもヘッ ドのシーク時間が長くなると判断して、 並べ替えを終了す る。
{ Tk (m) = T j (m - 1 ) かつ Ak (m) - Ah ≤A j (m — 1 ) — Ah }、 または Tk (m) < T j (m— 1 ) であれば、 〇 r d e r (m) と O r d e r (m— 1 ) を入れ替える。 そして、 m の値を " 1 " デクリメントして、 同様の処理を繰り返す。
多くの場合、 新たに登録された処理の終了期限は既に登録されて いる処理のそれよりも遅いことが期待できるので、 このようなアル ゴリズムによれば、 並べ替え処理の時間が最小限に押さえられる。 また、 図 1 7において新たに登録された要素を、 二分探索手法を 用いてスケジュールテーブル 7 0に登録するアルゴリズムは、 図 2 2のようになる。 このアルゴリズムでは、 M P U 6 1 は、 まず、 〇 r d e r (m) の終了期限 Tk (m) を O r d e r (m/ 2 ) の終 了期限 T j (m/ 2 ) と比較する。
そして、 Tk (m) > T j (mZ 2 ) であれば、 次に、 O r d e r (mZ 2 ) と O r d e r ( m) の間のさらに半分の順位の要素 O r d e r ( 3 m/ 4 ) を比較対象とし、 Tk (m) を T j ( 3 m 4 ) と比較する。 一方、 Tk (m) <T j ( / 2 ) であれば、 次 に、 Tk (m) を Tj (m/ 4 ) と比較する。
このような比較処理を繰り返して、 Tk (m) が属する範囲を徐々 に絞り込んでいき、 最後に確定した順位に O r d e r (m) を挿入 する。 これにより、 2のべき乗程度の回数で比較が終了し、 並べ替 えが比較的短時間で終了する。 次に、 図 2 3から図 2 9までを参照しながら、 複数のチャンネル でリアルタイムの書き込み要求が発生した場合に、 ディスク 6 6上 の適切な書き込み領域を割り当てるスケジューリング方法について 説明する。
前述したように、 通常、 ディスク 6 6には 1つ以上のトラックか らなる複数のゾーンが設けられている。 Z C AV方式の場合、 外周 のゾーンの記憶容量は内周のゾーンのそれよりも大きいため、 外周 のゾーンの転送レートは内周のゾーンのそれよりも大きくなる。 そ こで、 このようなゾーンによる転送レートの違いを考慮し、 状況に 応じて書き込み対象のゾーンを動的に変更することにする。
図 2 3は、 リアルタイムの複数の書き込み要求に対して、 W r i t e処理の数に応じてゾーンを決定する処理の第 1の原理を説明す るフローチャートである。 M P U 6 1は、 まず、 複数チャネルの R e a d ZW r i t eのリアルタイム命令に従い、 一定のブロック単 位でデータをバッファメモリ 6 4に一時蓄積する （ステップ S 5 1 )。 上述したように、 単位ブロックのサイズは、 通常、 6 4 K B 程度である。
次に、リアルタイムの W r i t e命令の実行数が増えた場合には、 その実行数に従ってディスク 6 6上の書き込みゾーンをより外周に 変更し （ステップ S 5 2 )、 W r i t e命令の実行数が減った場合 には、その実行数に従って書き込みゾーンをより内周に変更する（ス テツプ S 5 3 )。
この方法では、 W r i t e命令の実行数とゾーンとがあらかじめ 対応付けられており、 同時に実行する W r i t e処理の数に応じて 書き込みゾーンを移動することで、転送レー卜の最適化が図られる。 例えば、 MP U 6 1は、 ステップ S 5 2においては、 書き込みァ ドレスを実行数に対応する、 より外周のゾーンに移動し、 ステップ S 5 3においては、 書き込みアドレスを実行数に対応する、 より内 周のゾーンに移動する。 このように、 W r i t e処理の数が増えた 場合に、 より転送レートの高い外周のゾーンを利用することで、 処 理効率が向上する。
また、 図 2 4は、 リアルタイムの複数の書き込み要求に対して、 W r i t e処理の転送レートに応じてゾーンを決定する処理の第 2 の原理を説明するフローチャートである。 M P U 6 1 は、 まず、 複 数チャネルの R e a d /W r i t eのリアルタイム命令に従い、 一 定のブロック単位でデータをバッファメモリ 6 4に一時蓄積する (ステップ S 6 1 )。
次に、リアルタイムの W r i t e命令の実行数が増えた場合には、 それらの命令の実行レートの合計に従ってディスク 3 6上の書き込 みゾーンをより外周に変更し （ステップ S 6 2 )、 W r i t e命令 の実行数が減った場合には、 それらの命令の実行レートの合計に従 つて書き込みゾーンをより内周に変更する （ステップ S 6 3 )。
この方法では、 複数の W r i t e命令が要求する転送レートの総 和と各ゾーンの転送レートとの関係を考慮してゾーンを移動するこ とで、 図 2 3の方法よりさらに綿密な最適化が図られる。
M P U 6 1 は、 ステップ S 6 2においては、 例えば、 複数の W r i t e命令が要求する転送レートの総和が現在のヘッ ド位置に対応 するゾーンの基準転送レートを上回るならば、 書き込みアドレスを より外周のゾーンに移動する。
また、 ステップ S 6 3においては、 例えば、 転送レートの総和が 0
45 現在のゾーンの基準転送レートを下回り、 かつ、 より内周のゾーン の基準転送レートがその総和を上回るならば、 書き込みァドレスを それより内周のゾーンに移動する。 このように、 複数の W r i t e 命令が要求する転送レートの総和に応じて、 より最適なゾーン領域 に移動することで、 ディスク 6 6を効率的に使用して、 ディスク 6
6へのアクセス効率を向上することができる。
図 2 5は、 ディスク 6 6上の複数のゾーンと各ゾーンの転送レー 卜の例を示している。 ディスク 3 6は、 6つのゾーン Z 1〜 Z 6に 分割され、 ゾーン Z l、 Z 2、 Z 3、 Z 4、 Z 5、 Z 6の容量は、 それぞれ、 1 トラック当たり 9 2 K B (キロバイ ト）、 1 0 0 KB、
1 0 8 K B、 1 1 6 KB , 1 2 4 K B、 1 3 2 K Bである。
ディスク 6 6の回転数を l O O O O r pm ( 6 m s Z回転） とす ると、 ゾーン Z l、 Z 2、 Z 3、 Z 4、 Z 5、 Z 6の転送レートは、 それぞれ、 1 5. 4 MB/ s、 1 6. 8 MB/ s、 1 8. 1 MB/ s 、 1 9. 5 MBZ s、 2 0. 9 MBZ s、 2 2. 3 MBZ s とな る。一般に、最内周のゾーンの転送レートは最外周のゾーンの 6 0 % 程度である。
図 2 6は、 図 2 3のゾーン決定処理に従って、 図 2 5のようなゾ ーンにデータを書き込む処理の例を示している。 まず、 W r i t e 処理のチャネル数が 1 (C h i ) の場合は、 最内周のゾーン Z 1が 選択され、 トラックの方向 （円周方向） に沿って C h i、 C h i , C h i , C h 1、 . · . の順に、 ゾーン Z 1 の連続ア ドレスにデータ が書き込まれる。 また、 チャネル数が 2 (C h i , C h 2 ) の場合 は、 ゾーン Z 2が選択され、 C h l、 C h 2、 C h l、 C h 2、... の順に、 ゾーン Z 2の連続アドレスにデ一夕が書き込まれる。 チャネル数が 3 (C h l〜C h 3 ) の場合は、 ゾーン Z 3が選択 され、 C h l、 C h 2、 C h 3、 ... の順に、 ゾーン Z 3の連続ァ ドレスにデータが書き込まれる。 また、 チャネル数が 4 (C h l〜 C h 4 ) の場合は、 ゾーン Z 4が選択され、 C h l、 C h 2、 C h 3、 C h 4、... の順に、 ゾーン Z 4の連続ア ドレスにデ一夕が書 き込まれる。 チャネル数が 5 (C h l〜C h 5 ) の場合は、 ゾーン
Z 5が選択され、 C h l、 C h 2、 C h 3、 C h 4、 C h 5 の順に、 ゾーン Z 5の連続アドレスにデ一夕が書き込まれる。 また、 チャネル数が 6 (C h l〜C h 6 ) の場合は、 ゾーン Z 6が選択さ れ、 C h l、 C h 2、 C h 3、 C h 4、 C h 5、 C h 6 の順 に、 ゾーン Z 6の連続アドレスにデ一夕が書き込まれる。
また、図 2 4のゾーン決定処理に従ってデータを書き込む場合は、 各ゾーン毎に基準転送レートが設定され、 W r i t e処理の転送レ 一卜の総和をこの基準転送レートと比較して、 書き込みゾーンが決 定される。 各 W r i t e処理の転送レートは、 例えば、 ノ'ッファメ モリ 6 4における単位プロック当たりの一時蓄積時間から計算され る。
基準転送レートとしては、 図 2 5に示した各ゾーンの転送レ一ト 以下の値が用いられる。 こ こでは、 シーク待ち、 回転待ちの時間を 考慮して、 各ゾーンの転送レートの 3 0 %程度の値を用いることに し、 ゾーン Z l、 Z 2、 Z 3、 Z 4、 Z 5、 Z 6の基準転送レート を、 それぞれ、 5. 0 MBZ s、 5. 5 M B / s , 6. 0 MBZ s、 6. 5 MB/ s、 7. 0 MBZ s、 7. 5 MBZ s とする。
まず、 W r i t e処理の転送レートの総和が 5. 0 M B / s以下 の場合は、 最内周のゾーン Z 1が選択され、 図 2 6 と同様にして、 ゾーン Z 1 の連続アドレスにデータが書き込まれる。 また、 転送レ —卜の総和が 5. O MBZ s より大きく 5. 5 MBZ s以下の場合 は、 ゾーン Z 2の連続アドレスにデ一夕が書き込まれる。
転送レートの総和が 5. 5 MBZ sより大きく 6. O MBZ s以 下の場合は、 ゾーン Z 3の連続アドレスにデータが書き込まれ、 そ れが 6. O MBZ sより大きく 6. 5 MBZ s以下の場合は、 ゾー ン Z 4の連続アドレスにデータが書き込まれる。 また、 転送レート の総和が 6. 5 MBZ s より大きく 7. O MBZ s以下の場合は、 ゾーン Z 5の連続アドレスにデータが書き込まれ、 それが 7. 0 M BZ s より大きく 7. 5 MBZ s以下の場合は、 ゾーン Z 6の連続 アドレスにデータが書き込まれる。
このように、 各チャネルのデ一夕は、 ディスク 6 6上の同じゾー ンまたは近接したゾーンに集中して、 かつ、 スケジューリングされ た順序に従ってできる限りシーケンシャルに書き込まれる。 これに より、 ディスク 6 6のシーク待ち、 回転待ち等の時間を短縮するこ とができる。
また、 割り当てられたゾーンが実行時に一杯の場合 （空き領域が ない場合） は、 自動的により外側の隣接するゾーンが選択され、 外 側のゾーンがすべて一杯の場合は、 内側のゾーンが選択される。
図 2 7は、 図 2 3のゾーン決定処理に基づく W r i t e処理のフ 口—チャートである。 ス トレージデバイス 5 1は、 まず、 Nチヤネ ルの同時 W r i t e命令を受け付けてそれらを実行し （ステップ S 7 1 )、 同時 W r i t e処理のチャネル数の増減があるかどうかを チェックする （ステップ S 7 2 )。
チャネル数が増えた塲合は、書き込みゾーンを 1つ外側に移動し、 チャネル数 Nを 1だけインク リメントして （ステップ S 7 3 )、 N チャネルの同時 W r i t e処理をスケジユ ーリングされた順序で実 行する （ステップ S 7 4 )。 このとき、 各チャネルのデータは、 選 択されたゾーンにシーケンシャルに書き込まれ、 ステップ S 7 2以 降の処理が繰り返される。
ステップ S 7 2においてチャネル数が減った場合は、 書き込みゾ —ンを内側に移動し、 チャネル数 Nを 1だけデクリメントして （ス テツプ S 7 5 )、 N = 0 となったかどうかをチェックする （ステツ プ S 7 6 )。 N= 0でなければ、 ステップ S 7 4以降の処理を行う。
また、 ステップ S 7 2においてチャネル数が変化していない場合 は、書き込みゾーンを移動せずにステップ S 7 4以降の処理を行う。 そして、 ステップ S 7 6において N= 0となれば、 同時 W r i t e 処理がすべて終了したと判断し、 処理を終了する。
ところで、 図 2 5に示したような内周と外周の転送レートが異な るディスク 6 6では、 内周ゾーンに集中してデータを書き込むこと が困難である。 この場合、 内周と外周のゾーンを対にして交互にァ クセスすることで、 ディスク全体で転送レートが平均化され、 一定 の転送レートが得られると考えられる。 例えば、 図 1 2の 6つのゾ ーンの平均転送レートは、 1 8. 8 MBZ sである。
図 2 8は、 このような W r i t e処理のフローチャートである。 ス トレ一ジデバイス 5 1は、 まず、 複数チャネルの W r i t eのリ アルタイム命令に従い、 一定のブロック単位でデ一夕をバッファメ モリ 6 4に一時蓄積する （ステップ S 8 1 )。
次に、 ドライバ回路 6 3は、 ゾーン対の片方のゾーンに対して、 複数チャネルの W r i t e命令に対応する実行数分のブロックデ一 夕を連続して書き込み （ステップ S 8 2 )、 ゾーン対の他方のゾー ンにヘッ ドを移動する （シークする） （ステップ S 8 3 )。
次に、 移動先のゾーンに対して、 複数チャネルの W r i t e命令 に対応する実行数分のブロックデータを連続して書き込み （ステツ プ S 8 4 )、 ゾーン対の他方のゾーンにヘッ ドを戻す （ステップ S 8 5 )。
次に、 書き込みデ一夕が終了したかどうかを判定し （ステップ S 8 6 )、 データが終了していなければ、 ステップ S 8 2以降の処理 を繰り返す。 そして、 ステップ S 8 6においてデ一夕が終了すれば、 処理を終了する。
この方法によれば、 ゾーン対となる内周と外周のゾーン間をへッ ドが交互に移動しながら、 各ゾーンにシーケンシャルにデータが書 き込まれる。 言い換えれば、 データはディスク 3 6上の一部分に集 中して書き込まれるのではなく、 ゾーン単位で分散させながら書き 込まれる。 これにより、 ディスク全体で転送レートが平均化される ため、 処理効率が向上する。
図 2 9は、 図 2 8の書き込み処理の例を示している。 W r i t e 処理のチャネル数を 3 (C h l〜C h 3 ) とし、 最内周のゾーン Z 1 と最外周のゾーン Z 6をゾーン対とすると、 まず、 ゾーン Z 1 に おいて、 C h 1、 C h 2、 C h 3 の順に連続ア ドレスにデ一 夕が書き込まれ、 次に、 ゾーン Z 6にシークして、 C h l、 C h 2、 C h 3、... の順に連続ア ドレスにデータが書き込まれる。 この ような動作がデータの書き込みが終了するまで繰り返され、 デイス クへッ ドはゾーン Z 1 とゾーン Z 6の間を往復しながら、 3チヤネ ルのデ一夕の連続書き込みを行う。 以上説明したように、 ディスクアクセスの制御は、 主として、 図 1 2の MP U 6 1により行われる。 MP U 6 1 は、 図 3 0に示すよ うに、 マイクロプロセッサ 7 1 とメモリ 7 2を含む。 メモリ 7 2は、 例えば、 R OM (read only memory)、 RAM andom access memory) 等を含み、 制御に用いられるプログラムとデータを格納する。 マイ クロプロセッサ 7 1は、 メモリ 7 2を利用してプログラムを実行す ることにより、 必要な処理を行う。
バス 7 5に接続された媒体駆動装置 7 3は、 可搬記録媒体 7 4を 駆動し、 その記録内容にアクセスする。 可搬記録媒体 7 4としては、 メモリカード、 フロッピ一ディスク、 C D— R OM (Compact Disk Read Only Memory )、 光ディスク、 光磁気ディスク （Magneto-Optical disk) 等、 任意のコンピュータ読み取り可能な記録媒体が用いられ る。 この可搬記録媒体 7 4に上述のプログラムとデータを格納して おき、 必要に応じて、 それらを M P U 6 1のメモリ 7 2にロードし て使用することもできる。
さらに、 MP U 6 1は、 L S I 6 2を介して、 外部のネッ トヮー クから上述のプログラムとデータを受け取り、 それらをメモリ 7 2 にロードして使用することもできる。
本発明は、 ホームネッ トワークにおける映像 Z音声デ一夕の処理 だけでなく、 データをリアルタイムで処理しなければならないよう な任意の用途に適用することができる。 例えば、 処理対象のデ一夕 をコンピュータシステムへ取り込む場合にも、 同様の制御が可能で ある。 また、 アクセス対象としては、 磁気ディスク、 光ディスク、 光磁気ディスクを始めとして、 メモリ力一ド等も含む任意の記録媒 体を用いることができる。 本発明によれば、 実際の書き込みデータの転送レートに従って終 了期限を決め、 それに基づいてディスクアクセスのスケジユーリン グを行うことで、 多数のチャネルの記録ノ再生が可能になる。 また、 リアルタイムの複数の書き込み要求に対して書き込み領域による転 送レートの違いを利用することで、 処理が効率化され、 さらに多数 のチャネルの記録/再生が可能になる。
図 3 1から図 3 3は、 本発明を、 記録媒体として A S M〇に適用 した実施形態の記録方式を説明する図である。 尚、 本発明は、 A S M〇に限定されるものではなく、 ランド · グループ記録方式を採用 している他の記憶媒体にも適用可能である。
図 3 1から図 3 3では、 理解を容易にするために、 論理ゾーン L Z l、 L Z 2、 L Z 3の 3つの論理ゾーンにデータを記録する例を 示している。
図 3 1 に示すように、 各論理ゾーン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3は、 隣接するグループ 1 0 1 とランド 1 0 2を有し、 欠陥セクタに対処 するために、グループ 1 0 1 とランド 1 0 2のそれぞれに後続して、 交替セクタ 1 0 4、 1 0 5が設けられている。
図 3 2は、 1チャンネルのデータを論理ゾーン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3にシーケンシャルに記録する方法を説明する図である。
同図 （ a ) は、 論理ゾーン単位で記録する例であり、 論理ゾーン L Z 1 、 L Z 2、 L Z 3の順に、 1〜 6 の順序でデータが記録さ れる。 すなわち、 この場合、 各論理ゾーンにおいて、 グループ 1 0 1、 ランド 1 0 2の順にデータが記録される。
同図 （ b ) は、 グループ 1 0 1のみに記録する例であり、 論理ゾ —ン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3の順に、 それぞれのグループ 1 0 1 に、 デ一夕が順に記録される。 同図 （ c ) は、 ランド 1 0 2のみに記録 する例であり、 論理ゾーン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3の順に、 それぞ れのランド 1 0 2に、 データが順に記録される。
図 3 3は、 2チャンネルのデータを論理ゾーン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3に同時記録する方法を説明する図である。
同図において、 1 — 1〜 1 _ 3 はチャンネル C h i のデ一夕、 2 - 1〜 2 — 3 はチャンネル C h 2のデ一夕を示している。 この 場合、 論理ゾーン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3の順に、 グループ 1 0 1 とランド 1 0 2に交互にデ一夕が記録されるが、 チャンネル C h 1 のデータは論理ゾーン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3のグループ 1 0 1 に 記録され、 チャンネル C h 2のデ一夕は論理ゾーン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3のランド 1 0 2に記録される。 このように、 チャンネル C h 1のデータとチャンネル C h 2のデ一夕を、 グループ 1 0 1 とラン ド 1 0 2に分けて記録することで、 一方のチャンネルの記録データ が削除された場合でも、 他方のチャンネルのデータの再生に支障が 及ぶことはない。 また、 記録データが削除された場所に、 新たなチ ヤンネルのデータを集中して高速に記録することができる。
図 3 4は、 チャンネル C h i， C h 2の 2チヤンネル同時記録を、 図 3 3 ( a ) に示す方法で行った後に， チャンネル C h 2の記録削 除を行い、 その後チャンネル C h 1の記録デ一夕のガーベージコレ クシヨ ンを実施する処理の例を示す図である。
まず、 同図 （ a ) に示すように、 論理ゾーン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3のグループ 1 0 1 にチャンネル C h 1のデータを、 論理ゾーン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3のランド 1 0 2にチャンネル C h 2のデ一 夕を同時記録したとする。 この場合、 へッ ドのシークは不要である。 次に、 同図 （ b ) に示すように、 論理ゾーン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3のランド 1 0 2からチャンネル C h 2のデータを削除したとす る。 この場合、 チャンネル C h 1のデータは論理ゾ一ン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3のグループ 1 0 1 に連続して記録されているので、 チ ヤンネル C h 1のデ一夕の再生はスムーズに実行できる。 また、 論 理ゾーン L Z 1、 L Z 2、 L Z 3のランド 1 0 2に、 新たに、 チヤ ンネル C h 2 ' のデータを記録するようにすることも可能となる。 また、 上述のようにしてチャンネル C h 2のデ一夕を削除した後 に、 論理ゾーン L Z 3以降に、 新たに、 2チャンネルの同時記録を 実行したい場合には、 同図 （ c ) に示すようにして、 チャンネル C h 1のデ一夕のガーベージコレクションを実施する。 この場合、 論 理ゾーン L Z 1のランド 1 0 2に論理ゾーン L Z 2のグループ 1 0 1 に記録されたチャンネル C h 1のデータが移動され、 論理ゾーン L Z 2のグループ 1 0 1 に論理ゾーン L Z 3のチャンネル C h 1の データが移動される。 この結果、 同図 （ c ) に示すように、 論理ゾ ーン L Z 3のグループ 1 0 1 とランド 1 0 2が共に空き領域となる ( このことにより、 同図 （ e ) に示すように、 論理ゾ一ン L Z 3以降 のグループ 1 0 1 とランド 1 0 2に、 それぞれ、 チヤンネル C h 3， C h 4のデータを同時記録することが可能になる。
図 3 3及び図 3 4の動作を実現する本実施形態の処理手順を、 図 3 5のフローチャートを参照しながら説明する。
まず、 記録、 再生、 または削除命令をスタック （プッシュ ' アツ プ · スタック） に格納する （ステップ S 9 1 )。
次に、 スタックに命令があるか判定し （ステップ S 9 2 )、 命令 がなければ処理を終了する。 一方、 ステップ S 9 2で、 命令が存在すると判定した場合には、 ス夕ックから命令を取り出し、 その命令が l c hあるいは 2 c hの いずれの記録命令、再生命令、 または削除命令であるか判定する （ス テツプ S 9 3 )。
そして、 1 c hの記録命令であれば、 論理ゾーン、 グループ、 ま たはランドに沿って記録する （ステップ S 9 4 )。 また、 2 c hの 記録命令であれば、 一方のチャンネルをグループに沿って、 他方の チャンネルをランドに沿って記録する （ステップ S 9 5 )。 ステツ プ S 9 4 、 S 9 5の処理の後、 ステップ S 9 2に戻る。
また、 ステップ S 9 3で命令が l c hあるいは 2 c hのいずれの 記録命令でもないと判定した場合には、 次に、 再生命令または削除 命令のいずれであるか判定する （ステップ S 9 6 )。 そして、 再生 命令であれば、 1 c hの再生を行い （ステップ S 9 7 )、 ステップ S 9 2に戻る。
一方、 ステップ S 9 6で削除命令と判定した場合には、 次に、 そ の削除命令が 2 c h記録の片方の削除であるか判定する （ステツプ S 9 8 )。 すなわち、 2 c h同時記録した場合の片方のチャンネル の削除であるか判定する （図 3 3参照）。
そして、 2 c h記録の片方の削除ではなく、 l c h記録の削除の 命令であれば、 指定された 1 c h記録を削除し （ステップ S 9 9 )、 ステップ S 9 2に戻る。 すなわち、 図 3 2に示すような 1 ς h記録 の削除でれば、 論理ゾーン、 グループ、 またはランドから指定され たチャンネルの記録を削除する。
一方、 ステップ S 9 8で 2 c h同時記録した場合の片方のチャン ネルの削除命令であれば、 その片方のチャンネルの記録を論理ゾー ンのグループまたはランドから削除する （ステップ S 1 0 0 )。 こ の場合、 論理ゾーンのグループまたはランドに空きが生じる。
次に、 ディスク上に論理ゾーンの空き領域が十分にあるか判定す る （ステップ S 1 0 1 )。 そして、 空き領域が十分にあれば、 ステ ップ S 9 2に戻るが、 空き領域が不足していれば、 次の 2 c h同時 記録に備え、 ステップ S 1 0 0で削除されなかったチャンネルの記 録を、 ステップ S 1 0 0でグループまたはランドに空きが生じた論 理ゾーンにガーベージコレクションする （ステップ S 1 0 2 )。
このガーベージコレクションは、 図 3 3 ( b ) , ( c ) に示す方法 により行う。 これにより、 空き領域となる論理ゾーンが増加する。 ステップ S 1 0 2の処理の後、 ステップ S 9 2に戻る。
以上のようにして、 2 c hの同時記録において、 グループ或いは ランドの連続性をうまく利用して記録することで、 後で、 l c hの 再生をスムーズに行える。 また、 片方のチャンネルの削除を行って も飛び空き領域を作ることなく、 それに伴うガーべジコクシヨンの 実行回数も削減することができる。
次に、 Z C A Vにより回転制御されるディスクにおける内周と外 周の転送速度 （転送レート） の違いを吸収する方法として、 2チヤ ンネルのデータを内周と外周に分散して記録する例を示す。 図 3 6 に示すように、 内周と外周の転送速度が異なる Z C A Vによりディ スク 1 1 0の回転制御を行う ドライブでは、 転送速度の遅い内周に 集中して記録することは困難となる、 そこで、 内周のゾーンと外周 のゾーンを対にして、これらのゾーンを交互にアクセスすることで、 転送速度が平均化され、 ディスク 1 1 0全体で一定レー卜が得られ る。 図 3 6は、 上述した図 2 5のディスク 6 6 と同様な形式で、 ディ スク 1 1 0を 6つのゾーン 1〜 6に分割した例であり、 平均転送レ ートとして、 1 8 . 8 M B / sが得られる。
図 3 7は、 図 3 6に示すゾーン分割構成のディスク 1 1 0に、 2 c hの同時記録を適用した場合の処理を説明する図である。 まず、 同図 （ a ) に示すようにゾーン 1 とゾーン 6を対にして、 ゾ一ン 6 、 1 に、 それぞれ、 チャンネル C h l 、 2のデ一夕を同時記録したと する。 この場合、 トラック （円周） 方向に各チャンネルのデータを 記録する。 この場合、 ヘッ ドのシークは、 ゾーン 6 とゾーン 1 に対 し交互に行われる。
次に、 同図 （ a ) に示すように、 ゾーン 1から C h 2の記録を削 除したとする。 このことにより、 ゾーン 1に、 新たに、 チャンネル C h 2 ' のデータを集中して記録することが可能になる。 また、 内 周の空き領域のみが増加して、 2 c hの同時記録をする場所が少な くなつてきた場合には、 同図 （ b ) に示すように、 転送レートの高 いゾーン 6の有効利用を図るために、 ゾーン 6に記録されている C h 1のデ一夕を C h 2のデータの削除により空きができたゾーン 1 に移動するガーベージコレクションを実施する。
そして、 ゾーン 6に空き領域を確保した上で、 同図 （ c ) に示す ように、 ゾーン 6とゾーン 2を対にして、 ゾーン 6、 2に、 それぞ れ、 チャンネル C h 3、 4の同時記録を行う。
図 3 8は、 図 3 7に示す処理を実現するアルゴリズムを説明する フローチヤ一卜である。
まず、 記録、 再生、 または削除命令をスタック （プッシュ · アツ プ · スタック） に格納する （ステップ S 1 1 1 )。 次に、 スタックに命令があるか判定し （ステップ S 1 1 2 )、 命 令がなければ処理を終了する。
一方、 ステップ S 1 1 2で、 命令が存在すると判定した場合には、 スタックから命令を取り出し、 その命令が 1 c hあるいは 2 c hの いずれの記録命令、再生命令、 または削除命令であるか判定する （ス テツプ S 1 1 3 )。
そして、 1 c hの記録命令であれば、 内周のゾーンを優先して指 定されたチャンネルのデータを記録する （ステップ S 1 1 4 )。 ま た、 2 c hの記録命令であれば、 一方のチャンネルを内周のゾーン に沿って、 他方のチャンネルを外周のゾーンに沿って、 交互に記録 する （ステップ S 1 1 5 )。 ステップ S 1 1 4、 S 1 1 5の処理の 後、 ステップ S 1 1 2に戻る。
また、 ステップ S 1 9 3で命令が 1 c hあるいは 2 c hのいずれ の記録命令でもないと判定した場合には、 次に、 再生命令または削 除命令のいずれであるか判定する （ステップ S 1 1 6 )。 そして、 再生命令であれば、 l c hの再生を行い （ステップ S 1 9 7 )、 ス テツプ S 1 1 2に戻る。
一方、 ステップ S 1 1 6で削除命令を判定した場合には、 次に、 その削除命令が 2 c h記録の片方の削除であるか判定する （ステツ プ S 1 1 8 )。 すなわち、 2 c h同時記録した場合の片方のチャン ネルの削除であるか判定する （図 3 7 ( a ) 参照）。
そして、 2 c h記録の片方の削除ではなく、 l c h記録の削除の 命令であれば、 指定された 1 c h記録を削除し （ステップ S 1 1 9 )、 ステップ S 1 1 2に戻る。
一方、 ステップ S 1 2 8で 2 c h同時記録した場合の片方のチヤ ンネルの削除命令であれば、 その片方のチヤンネルの記録を削除す る （ステップ S 1 2 0 )。 この場合、 内周または外周のゾーンに空 き領域が生じる。
次に、 記録が削除さたゾ一ンが内周側であるか判定する （ステツ プ S 1 2 1 )。 そして、 内周側でなければ、 ステップ S 1 1 2に戻 るが、 内周側であれば、 次の 2 c h同時記録に備え、 ステップ S 1 0 0で削除されなかった外周側のゾーンに記録されているデ一夕を 内周側のゾーンに移動するガーベージコレクションを実施する （ス テツプ S 1 2 2 )。
このガ一ベ一ジコレクションは、 図 3 7 ( b ) に示す方法により 行う。 これにより、 外周側のゾーンの空き領域が増加する。 ステツ プ S 1 2 2の処理の後、 ステップ S 1 1 2に戻る。
以上のようにして、 転送速度の遅い内周側のゾーンと転送速度の 速い外周側のゾーンとを対にして利用することにより、 2チャンネ ル記録を高速化することができる。
図 3 9及び図 4 0は、 図 3 8の詳細フロ一チヤ一トである。 図 3 9及び図 4 0のフローチャートの説明に先立って、 本フ口一チヤ一 卜で使用する管理テ一ブルについて説明する。
本フローチャートでは、 mチャンネルの映像デ一夕に対して、 各 チャンネル毎のス トリ一ムデ一夕の繋ぎを示す S t r e amという 情報を定義する。 図 4 1は、 この S t r e a mを管理するテーブル 1 2 0の構成例を示す図である。
このテーブル 1 2 0は、 m個の S t r e am ( 1 ) 〜 （m) 力、ら 構成される。 S t r e am ( i ) は iチャンネルのス ト リームデ一 夕の情報である （ i = l， 2 , ... m)。 各 S t r e a m ( i ) は、 データが記録されている先頭アドレス （A d d ) と連続アドレスに 記録されているデ一夕量 （D a t a ) との組 （A d d , D a t a ) がリス ト構造で連結されたデ一夕構造となっており、 このリス トの 最後にはス トリームの終了を示す情報 （E ND) が付加される。 ま た、 S t r e am ( i ) は、 2 c h記録の対象となっているかを示 す "相手 s t r e am" という情報を有する。 1 c h記録の場合、 相手 s t r e amの値は "0 " に設定される。
また、 図 4 2はディスク 1 1 0の各ゾーンの空き領域を管理する テーブル 1 3 0の構成例を示す図である。 この例では、 ディスク 1 1 0の内周と外周を共に n個のゾーンに分割し、 内周の n個のゾー ン （ゾーン 1〜ゾ一ン n + 1 ) と外周の n個のゾーン （ゾーン n + 2〜ゾーン 2 n〉 を個別に管理する。 各ゾ一ン j ( j = l〜 2 n) は、 その中での空き領域を示す情報 （Em p t y 〔 j 〕） と記録さ れた充填領域を示す情報 （F u l l ( j )) を持つ。 Em p t y 〔 j 〕 と F u 1 1 〔 j 〕 のいずれの情報も、 S t r e am ( i ) と同様な 連結リス トで構成される。 尚、 Em p t y 〔 j 」 のアドレス A d d は対応ゾーン j の空き領域の先頭ァドレスをしめし、 F u 1 1 〔 j 〕 のアドレス A d dは対応ゾーン j の先頭アドレスを示す。 また、 E mp t yのデータ量は空き容量であり、 F u l 1 のデ一夕量は記録 データ量を示す。 また、 Em p t y 〔 j 」 の初期値は （ゾーン j の 先頭ァドレス， ゾーン j のデ一夕量）→E n dであり、 F u l l 「 kj の初期値は E n d (記録データ量無し） である。
図 4 3は、 図 3 6に示すディスク 1 1 0のゾーン構成を管理する テーブル 1 4 0を示す図である。 このテーブル 1 4 0は、 図 4 2に おいて n = 3 とした場合に相当し、 各ゾーンについて、 「バイ ト数 トラック」、 「トラック数」、 「セクタ数」、 及び 「セクタアドレス」 を管理している。 ゾーン 1〜 6には、 それぞれ、 ゾーン n o . (ゾ ーン番号） として " 1 " ~ " 6 " が割り当てられている。 また、 各 ゾーン 1〜 6には 1 0 0 0個のトラックが設けられている。 また、 1セクタは 5 1 2 B (バイ ト） であり、 ゾーン 1 には、 1 8 4 k ( 1 8 4 0 0 0 ) のセクタが設けられていいる。 図 4 3に示されている ように、 セクタ数は外周のゾーン程多くなり、 ゾーン 6では 2 6 4 k ( 2 6 4 0 0 0 ) のセクタが設けられている。 セクタアドレスは、 ゾーン 1 の先頭セク夕から順にシリアルに割り当てられている。 図 4 3には、 各ゾーンの先頭セクタアドレスと最終セクタアドレスが 示されており、 ゾーン 1の先頭セクタア ドレスは " 1 "、 ゾーン 6 の最終セク夕アドレスは " 1 3 44 0 0 0 " となっている。
以下、 図 3 9及び図 4 0のフローチャートの処理手順を、 説明す る。
尚、 これらのフローチャートで示されているアドレスは、 セクタ アドレスである。
まず、 ディスク 1 1 0の空きゾーンを管理するためにテーブル 1 2 0、 1 3 0を初期化する （ステップ S 1 3 1 )。 この初期化処理で は、 以下の （ 1 ) 〜 （ 3 ) の処理を行う。
( 1 ) テーブル 1 2 0の初期化
まだ、 映像データを記録していないので、 S t r e a m ( 1 ) 〜 （m) に 「E ND」 を登録し、 相手 s t r e amを "0 " に初期化する （最初は、 1 c h記録を対象とする）。
( 2 ) テーブル 1 3 0の初期化
内周ゾーン （番号 l〜 n ) と外周ゾーン （番号 n + l 〜 2 n ) を定義し、 これら 2 n個のゾーンの Em p t y情報と F u l 1 情報を初期化する。 Emp t yには、 該当するゾーンの先頭アドレ ス、 該ゾーンのデータ量を登録し、 最後に E n dを付加する。 F u 1 1 には、 E n dだけを登録する。
( 3 ) これから記録していく最初の内周ゾーンのゾーン番号を 示すパラメ一夕 inner-zone を " 1 " に、 これから記録していく最 初の外周ゾーンのゾーン番号を示すパラメ一夕 outer- zone を "2 n " に設定する。 また、 S t r e a m番号を " 1 " に設定する。 次に、 命令の種類が、 l c h記録なのか、 2 c h記録なのか、 そ れら以外なのか判断し （ステップ S 1 3 2 )、 l c h記録であれば ステップ S 1 3 3に、 2 c h記録であればステップ S 1 4 0に、 そ の他であればステップ S 1 4 7に進む。
ステップ S 1 3 3では、 l c h記録なので、 内周に記録すること を優先し、 内周用の S t r e am番号が設定される変数 m 2に mの 値を代入し、 S t r e a m番号 mの値を " 1 " インクリメントする。 また、 相手 s t r e amはまだ存在しないので、 相手 s t r e a m は " 0 " に設定する。 この処理により、 m 2の値は最初は、 " 1 " となる。
次に、 テ一ブル 1 3 0において、 内側のゾーン （inner- zone) か ら、 各ゾーンの空き領域を示す E m p t y リス トを検索し、 データ 量が 0より大きい Em p t y 〔 I〕 ( I = inner- zone〜 2 n + 1 ) が見つかれば （ステップ S 1 3 4 )、 その E m p t y 〔 I〕 のリス ト内容に従い、 ゾーン I に 1 c h記録を行う （ステップ S 1 3 5 )。 ステップ S 1 3 5での記録の途中で、 随時、 Em p t y 〔 I〕 に リストされている全ての領域に記録したか判断し （ステップ S 1 3 6 )、 全ての領域に記録すれば、 テ一ブル 1 2 0の S t r e a m (m 2 ) に Em p t y 〔 I〕 のリス トを追加する。 これにより、 S t r e arn (m 2 ) に S t r e am番号 m 2のス トリームデータのゾ一 ン I 上の記録領域が登録される。 次に、 Em p t y 〔 I〕 のリス ト を E n dのみとする。 これにより、 ゾ一ン I に空き領域がないこと 力 Em p t y 〔 1〕 に登録される。 また、 F u 1 1 〔 I〕 には、 対象ゾーン I の全領域にデータが記録されたことを示すために、 (ゾーン I の先頭アドレス、 ゾーン I のデ一夕量） → E n dのリス トを登録する。 そして、 I を " 1 " インクリメントし、 対象ゾーン を 1つ外周側に移す （ステップ S 1 3 7 )。
次に、 1 c hの記録が終了したか判断し （ステップ S 1 3 8 )、 記録が終了していれば、 ステップ S 1 3 9に進むが、 まだ、 S t r e am番号 m 2のストリームデータの全記録を終了していなければ， ステップ S 1 3 5に戻る。
このようにして、 l c h記録の場合には、 S t r e a m番号 m 2 のス トリームデ一夕の全ての記録が終了するまで、 ステップ S 1 3 5〜 S 1 3 7の処理を繰り返し、 内周のゾーンから 1 ゾーンづっ外 周のゾーンに残りのス トリームデータを記録していく。
そして、 ステップ S 1 3 8で S t r e a m番号 m 2のス トリーム データの全ての記録が終了したと判断すれば、 その記録データの最 終アドレスまでのリス トを、 S t r e a m (m 2 ) に追加する。 次 に、 Em p t y 〔 I〕 には、 （最終アドレス + 1， 残りのデ一夕量） — E n dのリス トを登録し、 F u l 1 〔 I〕 には、 （ゾーン I の先 頭アドレス、 記録されたデ一夕量） — E n dのリス トを登録する。 そして、 次の内周ゾーンの書き込み起点を示す inner- zone に I を 設定し、 ステップ S 1 3 2に戻る。
尚、 ステップ S 1 3 9において、 ステップ S 1 3 6で Y e s と判 断された後、 ステップ S 1 3 8で Y e s と判断された場合には、 inner-zone に I を設定する処理のみが行われる。 この場合、 ステ ップ S 1 3 6で Y e s と判断された時点で、 S t r e a m番号 m 2 のス トリームデータ記録は全て終了しており、 再び、 ステップ S 1 3 5の処理は実行されることはないからである。
以上のようにして、 記録された S t r e am番号 m 2のス トリ一 ムデ一夕のアドレス情報とデ一夕量をテ一ブル 1 2 0の S t r e a m (m 2 ) に登録し、 テーブル 1 3 0の Em p t y 〔〕 と F u l 1 〔〕 のリス トを更新する。
一方、 ステップ S 1 4 0では、 2 c h記録なので、 内周ゾーンと 外周ゾーンに分散して記録する。 このため、 外周用の S t r e a m 番号 m l を mに、 内周用の S t r e am番号 m 2を （m+ 1 ) に設 定する。 この実施形態の場合、 外周ゾーンに記録されるチャンネル データの S t r e a m番号は、 内周ゾーンに記録される他チャンネ ルの S t r e am番号よりも 1つ小さくなる。 続いて、 2 c h記録 であるため、 S t r e 3 111番号111を " 2 " インクリメントする。 ま た、 2 c hの記録の場合には、 デ一夕が記録される内周ゾーンと外 周ゾーンとも、 相手 s t r e a mは互いに存在するので、 S t r e am (m l ) の相手 s t r e a mに m 2を、 S t r e a m (m 2 ) の相手 s t r e amに m l に設定する。 次に、 S t r e am番号 m 2のス トリームデ一夕は内周ゾーンに記録するので、 ステップ S 1 3 4に進むと共に、 S t r e a m番号 m lのス トリ一ムデータは外 周ゾーンに記録するので、 ステップ S 1 4 1 に進む （ステップ S 1 4 0 )。
以後、 ステップ S 1 3 4以降の処理とステップ S 1 4 1以降の処 理は、 並列処理される。
ステップ S 1 4 1では、 テ一ブル 1 3 0の Emp t y リス トを参 照して、 外周のゾーン （outer-zone) から順次 1 ゾーンづっ内周側 のゾーンへと、 空き領域の有るゾーン J を探索する （ステップ S 1 4 1：)。
そして、 ステップ S 1 4 1で見つけたゾーン J の Em p t y 〔 J〕 の内容に従い、 ゾーン J に S t r e a m番号 m 1のス トリ一ムデ一 夕を記録する （ステップ S 1 4 2 )。 ステップ S 1 4 2 において記 録をしている途中で、 随時、 Em p t y 〔 J〕 に登録されたゾーン Jの全ての領域に記録を終了したか判断し （ステップ S 1 4 3 )、 全ての領域に記録を終了したと判断した場合には、 ステップ S 1 4 4に進み、 まだ、 全ての領域に記録を終了していないと判断した場 合には、 ステップ S 1 4 5に進む。
ステップ S 1 44では、 S t r e am (m l ) に Em p t y 〔 J〕 のリス トを追加する。 そして、 Em p t y 〔 J〕 のリス トを E n d (データ量無し） とする。 また、 F u l 1 〔 J〕 には、 ゾ一ン J の 全ての領域に記録がなされたとして、 （ゾーン J の先頭アドレス、 ゾーン Jのデ一夕量） →E n dのリス トを登録する。 そして、 J を " 1 "デクリメントして、 対象ゾーンを 1つ内周側のゾーンに移す。 次に、 記録が終了したか判断し （ステップ S 1 4 5 )、 終了して いれば、 ステップ S 1 4 6に進み、 終了していなければ、 ステップ S 1 4 2に戻る。
このようにして、 1つのゾーンのみでは記録が終了しない場合に は、 S t r e am番号 m lのス トリ一ムデ一夕の全ての記録が終了 するまで、 ステップ S 1 4 2〜 S 1 4 5の処理を繰り返しながら、 外周側から内周側へとゾーンを 1つづつ移動しながら、 該ス トリー ムデータを記録していく。
そして、 ステップ S 1 4 5で S t r e a m番号 m 1のストリーム デ一夕の記録が全て終了したと判断すると、 記録された最終ァドレ スまでのリス トを、 S t r e am (m l ) に登録する。 また、 Em P t y 〔 J〕 には、 （最終ア ドレス + 1、 残りのデ一夕量） →E n dのリス トを登録し、 F u l 1 〔 J〕 には、 （ゾ一ン J の先頭ア ド レス、 記録されたアドレスまでのデータ量） —E n dのリストを登 録する。 そして、 次の外周ゾーンへの書き込みの起点となる outer-zone を J に設定し （ステップ S 1 4 6 )、 ステップ S 1 3 2 に戻る。
尚、 上述したステップ S 1 3 9 と同様に、 ステップ S 1 4 6にお いても、 ステップ S 1 4 3で Y e s と判断された後、 ステップ S 1 4 5で Y e s と判断された場合には、 outer-zone に J を設定する 処理のみが行われる。 この場合、 ステップ S 1 4 6で Y e s と判断 された時点で、 S t r e am番号 m lのス トリームデ一夕記録は全 て終了しており、 再び、 ステップ S 1 4 2の処理は実行されること はないからである。
以上のステップ S 1 4 1〜 S 1 4 6の処理と並列して、 ステップ S 1 3 4〜 S 1 3 9の処理が実行され、 内周側のゾーンにも S t r e a m番号 m 2のス トリームデータの記録がなされる。
ステップ S 1 4 7では、 再生命令または削除命令のいずれである か判断し、 再生命令であれば、 指定された S t r e a m番号 mxの ス ト リームデータを、 テーブル 1 2 0の S t r e a m (m x ) のリ ス トを参照して再生し （ステップ S 1 4 8 )、 ステップ S 1 4 2 に 戻る。 一方、 削除命令であれば、 指定された S t r e & 111番号111 のス ト リームデ一夕を管理している S t r e a m (m x ) のリス ト に従い、 関連する各ゾーンの Em p t yに S t r e a m (mx) の リス トを追加すると共に、 関連する各ゾーンの F u l 1 から S t r e a rn (m x ) のリス トを削除する （ステップ S 1 4 9 )。 この処 理により、 当該 Em p t yに S t r e a m番号 mxのス ト リームデ 一夕の削除領域が追加され、 当該 F u l l から S t r e a m番号 m xのス ト リームデータの削除領域の情報が削除される。
次に、 削除指定された S t r e a m (m x) に相手 s t r e a m ( = my ) があるか調べ （ステップ S 1 5 0 )、 相手 s t r e a m が無ければ （ m yが " 0 " であれば）、 ステップ S 1 4 2 に戻る。 一方、 相手 s t r e a rnがあると判断した場合は、 m y〉mxで あるか判断する （ステップ S 1 5 1 )。 この判断は、 S t r e a m 番号 myのス トリームデータを外周から内周に移動すべきか判断す る処理である。 上述したように、 本実施形態では、 ステップ S 1 4 0の処理により、 2 c h記録する場合、 外周ゾーンに記録されるス トリームデ一夕の S t r e a m番号は、 内周ゾーンに記録されるス トリームデータの S t r e a m番号より も 1つ小さくなるように設 定される。
そして、 m y > m Xでなければ、 ステップ S 1 4 2 に戻るが、 m y〉m xであれば、 S t r e a m (my ) のリス トを参照して、 S t r e a m番号 myのス ト リームデータをディスク 1 1 0から読み だし、 次に、 その読みだしたデー夕を S t r e a m (m x ) のリス トを参照して、 ディスク 1 1 0に再書き込みする （ステップ S 1 5 2 )。 この再書き込みは、 ステップ S 1 4 9で Em p t yに登録さ れた領域に S t r e am番号 myのス トリームデータを書き込む処 理である。
次に、 S t r e am (my) のリス 卜に従い、 関連する各ゾーン の Em p t yに S t r e am (my) のリス トを追加すると共に、 関連する各ゾーンの F u l 1 から S t r e a m (my ) のリス トを 削除する （ステップ S 1 5 3 )。
この処理は、 S t r e am番号 myのス トリームデ一夕の記録領 域の移動に伴う、 Em p t yと F u 1 1 の更新処理である。
続いて、 S t r e am (my) のリス トを S t r e a m (mx) のリス トに置き換える。 また、 関連する Em p t yから S t r e a m (my) のリストを削除する。 さらに、 関連する F u l 1 に S t r e a m (mx) のリス トを追加する。 また、 ス トリーム （mx) を初期化する （ステップ S 1 5 4 )。
上述した図 3 9及び図 4 0のフローチャートの処理の流れの中で, 2 c h記録する場合、 内周の空き領域を探索する処理と外周の空き 領域を探索する処理は、 それぞれ、 ステップ S 1 3 4とステップ S 1 4 1 に相当する。 これらのステップの処理では、 各ゾーン k ( k = l〜 2 n) の残りデータ量を Emp t y 〔 k〕 を検索して調べ、 記録対象のゾーンを決定する。
次に、 上述した図 3 9及び図 4 0のフローチャー トの処理を、 図 4 3に示すゾーン構成のディスク 1 1 0に適用した場合を例として 取り上げながら、 より具体的に説明する。
図 4 4は、 図 4 1、 4 2、 及び 4 3のテーブル 1 2 0、 1 3 0を メモリ 1 5 0上に実装した例を示す図である。 メモリ 1 5 0は、 ァ ドレス 0〜 1 7までの初期化領域 1 5 1 とアドレス 1 8以降の拡張 領域 1 5 2を備えており、 初期化領域 1 5 1 にテーブル 1 2 0 とテ 一ブル 1 3 0が実装される。 また、 拡張領域 1 5 2に S t r e am ( i ) ( i = l〜 5 ) の追加リス トが格納される。
図 4 4において、 格納内容は、 メモリ 1 5 0上の各アドレスに記 憶されるリス トを示している。 このリストの要素は （記憶先頭アド レス、 データ量、 次格納ア ドレス） の 3種類の情報の組からなる。 尚、 E n dは （ 0、 0、 0 ) で表現される。
メモリ 1 5 0のアドレス 0には （ 0、 0、 0 ) が格納される。 ま た、 メモリ 1 5 0のアドレス 1〜 5には、 S t r e am ( l )〜（ 5 ) の各行で構成されるテーブル 1 2 0が実装される。 また、 さらに、 メモリ 1 5 0のアドレス 6〜 1 7には Emp t y ( 1 ) 〜 （ 6 ) 及 び F u 1 1 ( 1 ) 〜 ( 6 ) の各行で構成されるテ一ブル 1 3 0が実 装される。
図 3 9のフローチャートのステップ S 1 3 1 の初期化処理により， テ一ブル 1 2 0、 1 3 0の内容は、 図 4 4の 1 に示す状態に初期 化される。 すなわち、 テーブル 1 2 0の S t r e a m ( 1 ) 〜 （ 5 ) には E n d ( 0、 0、 0 ) が登録される。 また、 テ一ブル 1 3 0の Em p t y ( 1 ) ~ ( 6 ) には、 ゾーン 1 ( Z l ) 〜 6 ( Z 6 ) の (先頭アドレス、 データ量、 次格納アドレス） が設定される。 尚、 この場合、 次格納アドレスは 0となる。 また、 テーブル 1 3 0の F u 1 1 ( 1 ) 〜 （ 6 ) には、 （対応ゾーンの先頭ア ドレス、 対応ゾ —ンの記録データ量、 次格納アドレス） が設定される。 この場合、 記録データ量は " 0 " となる。 また、 次格納アドレスも 0となる。 次に、 図 4 6に示すように、 S t r e a m ( 1 ) と S t r e a m ( 2 ) の 2 c h同時記録が行われたとする。 S t r e a m ( 1 ) は 外周ゾーン 6から、 S t r e a m ( 2 ) はは内周ゾーン 1から記録 される。 尚、 ここで、 S t r e a m ( 1 ) は S t r e a m番号 1の ス トリ一ムデータを、 3 1; 6 3111 ( 2 ) は3 1: 6 & m番号 2の ス トリームで表す。 以下の説明においても、 同様である。
図 4 6では、 ストリームデ一夕 2 とストリームデータ 1を、 それ ぞれ、 ゾーン 1 とゾーン 6に交互に記録し、 まず、 記憶容量に少な ぃゾーン 1の領域全体にストリ一ムデ一夕 2が記録された状態を示 している。 この時点では、 S t r e a m ( 2 )、 E m p t y 〔 2〕 および F u l 1 〔 2〕 の格納内容は 2 に示すようになる。 この結 果、 S t r e a m ( 2 ) に Em p t y 〔 1〕 のリス トが追加され、 次格納アドレスとして拡張領域 1 5 2のアドレス 1 8が設定される, また、 Em p t y 〔 1〕 に空き領域無しを示す E n dが設定され、 F u l l C D にゾーン 1が全て記録済みであることを示す （ 1 、 1 8 4 0 0 0、 0 ) が設定される。
続いて、 図 4 7に示すように、 ス トリームデータ 1がゾーン 6全 体に記録された後、 続いてゾーン 5に記録され、 また、 ストリーム データ 2がゾーン 2に記録されて 2 c h記録が終了したとする。 こ の結果、 ス トリームデータ 1 、 2の管理情報は、 図 4 4の 3 に示 すようになる。
すなわち、
• S t r e a m ( 1 ) に Em p t y 〔 6〕 のリス トを加え、 そ の次格納ァドレスに拡張領域 1 5 2のアドレス 1 9を設定する。
· Em p t y 〔 6〕 に E n d ( 0、 0、 0 ) を設定し、 Em p t y 〔 6〕 にゾーン 6に空き領域無しの情報を設定する。
• 拡張領域 1 5 2のア ドレス 1 8に、 S t r e am ( 2 ) の記 録終了を登録するために、 （ゾーン 2の先頭ア ドレス、 該先頭ア ド レスから記録された最終ア ドレスまでのデータ量、 次格納アレス） のリス トを作成する。
すなわち、 アドレス 1 8に （ 1 8 4 0 0 1、 1 1 6 0 0、 0 ) の リス トを作成する。
• 前記ゾーン 2の最終ア ドレスを基に、 Em p t y 〔 2〕、 F u 1 1 〔 2〕 のリス トを修正する。
Em p t y 〔 2〕 を （ 3 0 0 0 0 1、 1 8 4 0 0 0、 0 )、
F u l l 〔 2〕 を （ 1 8 4 0 0 1、 1 1 6 0 0、 0 ) とする。
• 拡張領域 1 5 2のアドレス 1 9に、 S t r e am ( 1 ) の記 録終了を登録するために、 （ゾーン 5の先頭ア ドレス、 該先頭ア ド レスから記録された最終アドレスまでのデータ量、 次格納ァドレス (= 0 )) のリス トを作成する。
すなわち、 ア ドレス 1 9に （ 8 3 2 0 0 1、 44 0 0 0、 0 ) の リス トを作成する。
• 前記ゾーン 6の最終ア ドレスを基に、 Em p t y 〔 5〕、 F u 1 1 〔 5〕 のリス トを修正する。
Em t y 〔 5〕 を （ 3 0 0 0 0 1、 8 7 6 0 0 0 , 0〉、
F u 1 1 〔 5〕 を （ 8 3 2 0 0 1、 4 4 0 0 0、 0 ) とする。
続いて、 図 4 8に示すように、 ゾ一ン 1 とゾーン 2から S t r e am ( 2 ) を削除したとする。 この結果、 データ管理情報は、 図 4 4の 4に示すように変更される。
すなわち、 • Emp t y 〔 1〕 を、 再び、 全て空き領域とし、 F u 1 1 〔 1〕 を記録領域無しとする。
Em p t y 〔 1〕 を （ 1、 1 8 4 0 0 0、 0 )、 F u 1 1 〔 1〕 を （ 1、 0、 0 ) とする。
· Em p t y 〔 2〕 を空き領域とし、 F u l 1 〔 1〕 を記録領 域無しとする。
Emp t y 〔 2〕 を （ 1 8 4 0 0 1、 2 0 0 0 0 0 2、 0 )、 F u l 1 〔 2〕 を （ 1 8 4 0 0 1、 0、 0 ) とする。
次に、 図 4 9に示すように、 S t r e am ( 1 ) を S t r e am ( 2 ) が記憶されていた領域に移動するガーベージコレクションを 行ったとする。 この結果、 ス トリームデータ管理情報は、図 44の 5 に示すように変更される。
すなわち、
• S t r e a m ( 1 ) を初期化した後、 Em p t y 〔 1〕 のリ ス トを加え、 その次格納アドレスを拡張領域 1 5 2のア ドレス 2 0 に設定する。
S t r e m ( 1 ) を （ 1、 1 8 4 0 0 0、 2 0 ) とする。
• Emp t y 〔 1〕 の空き領域を無しとし、 F u l 1 〔 1〕 を 全て記録済みとする。
Emp t y 〔 1〕 に （ 0、 0、 0 ) を設定し、 F u l l 〔 1〕 を （ 1、 1 8 4 0 0、 0 ) とする。
• 拡張領域 1 5 2のアドレス 2 0に S t r e a m ( 1 ) の記録 終了を登録するために、 ア ドレス 2 0に、 （ゾーン 2の先頭ア ドレ ス、 該先頭アドレスから記録された最終アドレスまでのデータ量、 次格納ア ドレス （= 0 )) のリス トを作成する。 アドレス 2 0に （ 1 8 4 0 0 1、 1 1 6 0 0 0、 0 ) のリス 卜 を作成する。
• 前記ゾ一ン 2の最終ァドレスに基づき、 Em p t y ( 2 ) と F u l l ( 2 ) のリス トを修正する。
Em p t y 〔 2〕 を （ 3 0 0 0 0 1、 8 4 0 0 0、 0 )、 F u 1 1 〔 2〕 を （ 1 8 4 0 0 1、 1 1 6 0 0、 0 ) とする。
• Emp t y 〔 6〕 を全て空き領域とし、 F u 1 1 〔 6〕 を記 録領域なしとする。
Em p t y 〔 6〕 を （ 1 0 8 0 0 0 1、 2 5 6 0 0 0、 0 )、 F u 1 1 〔 6〕 を （ 1 0 8 0 0 0 1、 0、 0 ) とする。
• Em t y 〔 5〕 を全て空き領域とし、 F u l 1 〔 5〕 を記 録領域なしとする。
Em t y 〔 5〕 を （ 8 3 2 0 0 1、 2 4 8 0 0 0、 0 )、 F u l 1 〔 5〕 を （ 8 3 2 0 0 1、 0、 0 ) とする。
続いて、 図 5 0に示すように、 S t r e a m ( 3 ) と S t r e a m ( 4 ) の 2 c h同時記録をしたとする。 このとき、 S t r e a m ( 3 ) は外周ゾーン 6から、 S t r e am ( 4 ) は内周ゾーン 2か ら記録する。 同図は、 両 S t r e amを交互に記録したとき、 まず、 ゾーン 2の領域全体が記録された状態を示している。 この結果、 デ —夕管理情報は、 図 44の 6に示すようになる。
すなわち、
• S t r e am ( 4 ) に Em p t y ( 2 ) のリス トを加え、 次 格納ァドレスを拡張領域 1 5 2のアドレス 2 1 に設定する。
S t r e a m (4 ) を （ 3 0 0 0 0 1、 8 4 0 0 0、 2 1 ) とする。 • Emp t y 〔 2〕 の空き領域を無しと設定し、 F u 1 1 〔 6〕 を全て記録済みとする。
Em p t y 〔 2〕 を （ 0、 0、 0 )、 F u l l 〔 5〕 を （ 8 3 2 0 0 1、 0、 0 ) とする。
次に、 図 5 1 に示すように、 S t r e am ( 3 ) がゾーン 6の領 域全体に記録された後、 S t r e am ( 3 ) の残りのデータがゾー ン 5に、 S t r e am ( 4) の残りのデータがゾーン 2に記録され て、 全記録が終了したとする。 この結果、 データ管理情報は、 図 4 4の 7に示すようになる。
すなわち、
• S t r e am ( 3 ) に Emp t y 〔 6〕 のリストを加え、 そ の次格納アドレスを拡張領域 1 5 2のアドレス 2 2に設定する。
• Em p t y 〔 6〕 の空き領域を無しとし、 F u l 1 〔 6〕 を 全て記録済みとする。
Em t y 〔 6〕 を （ 0、 0、 0 )、 F u l l 〔 6〕 を （ 1
0 8 0 0 0 1、 2 5 6 0 0 0、 0 ) とする。
• 拡張領域 1 5 2のアドレス 2 1 に S t r e am ( 4 ) の記録 終了を登録するために、 アドレス 2 1 に （ゾーン 3の先頭ァドレス、 該先頭アドレスから記録された最終アドレスまでのデータ量、 次格 納アドレス （= 0 )) のリストを作成する。
アドレス 2 1 に （ 3 8 4 0 0 1、 2 1 6 0 0 0、 0 ) を設定 する。
• 前記ゾーン 3の最終アドレスに基づき、 Em p t y 〔 3〕 と F u l 1 〔 3〕 のリス トを修正する。 この場合、 Em p t y 〔 3〕 は空き領域無しとなり、 F u 1 1 〔 3〕 は全て記録領域済みとする。 Em t y 〔 3〕 を （ 0、 0、 0 )、 F u l 1 〔 3〕 を （ 3 8 4 0 0 1、 2 1 6 0 0 0、 0 ) とする。
• 拡張領域 1 5 2のアドレス 2 2に S t r e am ( 3 ) の記録 終了を登録するために、 アドレス 2 2に （ゾーン 5の先頭アドレス、 該先頭ァドレスから記録された最終ァドレスまでのデータ量、 次格 納アドレス （= 0 )) のリス トを作成する。
アドレス 2 2に （ 8 3 2 0 0 1、 44 0 0 0、 0 ) を設定す る。
• 前記ゾーン 5の最終アドレスに基づき、 Em p t y 〔 5〕 と F u l l 〔 5〕 のリス トを修正する。
Em t y 〔 5〕 を （ 8 7 6 0 0 1、 2 0 4 0 0 0、 0 )、 F u l l 〔 5〕 を （ 8 3 2 0 0 1、 44 0 0 0、 0 ) とする。
このように、 本実施形態においては、 S t r e a m、 Em p t y、 及び F u l 1 の各テ一ブルにより、 ディスクの各ゾーンの空き領域 及び記録領域を管理し、 かつ、 各 S t r e a mのディスク上の記録 領域も管理しながら、 各チャンネルのス トリームデ一夕の記録、 削 除、 ガーベジコレクションを管理する。
次に、 内周のゾーンと外周のゾーンとの転送速度の違いを吸収す る別の手法として、 複数データの同時記録の要求性能の和 （総合要 求性能） に対して、 各ゾーンの転送性能の和 （総合保持性能） が少 なく とも優れるように、 複数ゾーンの組み合わせを選択し、 選択さ れた各ゾーンに、 複数データを分散させて記録する実施形態につい て説明する。
この実施形態を、 図 5 2に示すゾーン 1〜 6を有するディスク 1 6 0を例にして説明する。 ディスク 1 6 0のゾーン 1 の 1 トラック のバイ ト数は 7 0 KB (キロバイ ト） であり、 転送レ一ト （転送速 度） は 1 7. 5 Mbps である。 その他のゾーンのトラック構成、 転 送レートは、 図 5 2に示す通りである。
ここで、 以下に示す、 ステップ 1 (総合要求性能 1 ) 〜 3 (総合 要求性能 3 ) の記録要求があつたとする。
ステップ 1 MP E G 2 ( 6 Mbps ) X 3チャンネル = 1 8 M bps ステップ 2 MP E G 2 ( 6 Mbps ) X 2チャンネル = 1 2 M bps ステップ 3 MP E G 2 ( 6 Mbps ) X 4チャンネル = 2 4 M bps まず、 第 1の実施例について説明する。 この実施例では、 ゾーン 間の移動時間 （シーク時間） を含むアクセス時間及び処理するチヤ ンネル数は考慮しないで、 総合保持性能を求め、 それを上記総合要 求性能と比較して、 性能を達成できるゾーンを選択する。
この結果、 以下の様に、 ステップ 1〜 3の記録方法を決定する。 ステップ 1 ： ゾーン 1 とゾーン 2の総合保持性能は 1 8. 7 5 M bps であり、 ステップ 1 の総合要求性能よりも高いので、 ゾーン 1 とゾーン 2に分散させて記録する。
ステップ 2 ： ゾーン 1の転送レート （= 1 7. 5 Mbps ) は、 ス テツプ 2の総合要求性能より も高いので、 ゾーン 1 に記録する。 ステップ 3 ： ゾーン 2 とゾーン 6の総合保持性能は 2 5 Mbps で あり、 ステップ 3の総合要求性能よりも高いので、 ゾーン 2 とゾ一 ン 6に分散させて記録する。
図 5 3は、 上述した第 1の実施例のステツプ 1〜 3の記録方法を 具体的に示す図である。
ステップ 1の場合は、 同図 （ a ) に示すように、 まず、 ゾーン 1 に C h 1、 C h 2、 C h 3のブロックデータをシーケンシャルに記 録し、 次に、 ゾーン 2に移動し、 ゾーン 2に C h 1、 C h 2、 C h 3の次のブロックデータをシーケンシャルに記録する。 そして、 再 び、 ゾーン 1 に移動し、 C h l、 C h 2、 C h 3の次のブロックデ —夕をシーケンシャルに記録する。 このように、 3チャンネルのブ ロックデ一夕をゾーン 1 とゾーン 2に交互に分散記録していく。 ステップ 2の場合は、 同図 （ b ) に示すように、 ゾーン 1に C h 1、 C h 2 , C h i , C h 2... の順序で、 ブロックデータを記録 していく。
ステップ 3の場合は、 同図 （ c ) に示すように、 ステップ S 1 と 同様にして、 4チャンネルのブロックデータ （C h l、 C h 2、 C h 3、 C h 4 ) を、 ゾーン 2 とゾーン 6に交互に、 シーケンシャル に分散 · 記録していく。
次に述べる第 2の実施例は、 ゾーン間の移動時間 （シーク時間） を含むアクセス時間を考慮して総合保持性能を求め、 それを上記各 ステップの総合要求性能と比較して、 性能を達成できるゾーンを選 択する。 この場合、
アクセス時間 = 1 0 0 ms Xゾーン間距離
と ¾1し、
ゾーン間距離 =選択された 2つのゾーン間の番号差
と定義する。
ゾーン間距離は、隣のゾーンに移動するときに往復で 1 0 0ms (片 道 5 Oms) のアクセス時間を要するものと想定し、 移動するゾーン が距離的に離れている程、 へッ ドの移動距離に比例してアクセス時 間が増加するものとして定義したものである。
この結果、 以下のようにして、 各ステップの記録方法を決定する。 ステップ 1 ： 1 8 Mbps ( 3 c h記録） の総合要求性能に対して、 アクセス時間 （ 1 0 0 ms) を含めても総合保持性能 = ( 2 0 + 2 2. 5 ) X 0. 9 / 2 ) が該総合要求性能を上回るゾーン 2 とゾー ン 3を選択して、 C h l〜 C h 3のブロックデータを、 ゾーン 2 と ゾーン 3に交互に記録する。
ステップ 2 ： 1 2 Mbps ( 2 c h記録） の総合要求性能に対して は、 ゾーン 1の転送レート （= 1 7. 5 ms) だけで十分に対応でき るので、 C h 1 と C h 2のブロックデータをゾーン 1のみに記録す る。 この場合、 アクセス時間は 0 となる。
ステップ 3 : 2 4 Mbps ( 4 c h記録） の総合要求性能に対して、 アクセス時間 （ 1 0 0 ms) を含めても総合保持性能 ( 二 ( 2 7. 5 + 3 0 ) X 0. 9 / 2 ) が該総合要求性能を上回るゾーン 5とゾ一 ン 6を選択して、 C h l〜 C h 4のブロックデータを、 ゾーン 5 と ゾーン 6に交互に記録する。
図 5 4は、 上述した第 2の実施例のステップ 1〜 3の記録方法を 具体的に示す図である。
ステップ 1の場合は、 同図 （ a ) に示すように、 まず、 ゾーン 2 に C h 1 、 C h 2、 C h 3のブロックデ一夕をシーケンシャルに記 録し、 次に、 ゾーン 3に 5 0 ms で移動し、 ゾーン 2に C h i 、 C h 2、 C h 3の次のブロックデータをシーケンシャルに記録する。 そして、 再び、 ゾーン 2に 5 0 ms で移動し、 C h l 、 C h 2、 C h 3の次のブロックデータをシーケンシャルに記録する。 このよう に、 3チヤンネルのブロックデータをゾ一ン 2 とゾーン 3に交互に、 シーケンシャルに分散記録していく。
ステップ 2の場合は、 同図 （ b ) に示すように、 ゾーン 1 に C h 1 、 C h 2 , C h i , C h 2 ... の順序で、 ブロックデータを記録 していく。
ステップ 3の場合は、 同図 （ c ) に示すように、 ステップ S 1 と 同様にして、 4チャンネルのブロックデータ （C h l 、 C h 2 、 C h 3 、 C h 4 ) を、 ゾーン 5 とゾーン 6の間を 5 0 ms で移動しな がら、 ゾーン 5 とゾーン 6に交互に、 シーケンシャルに分散 ' 記録 していく。
次に述べる第 3の実施例は、 ゾーン間の移動時間 （シーク時間） に加え、 処理するチャンネル数も考慮して総合保持性能を求め、 そ れを上記各ステップの総合要求性能と比較して、 性能を達成できる ゾーンを選択する。 この実施例は、 各チャンネルのデータはなるベ く分散して記録した方が、 単独再生や削除の場合に都合がよいとい う考えを基にしている。
この結果、 以下の様に、 ステップ 1 〜 3の記録方法を決定する。 ステップ 1 ： 1 8 Mbps ( 3 c h記録） の総合要求性能に対して、 アクセス時間 （ 1 0 0 ms) を含めても総合保持性能 （二 ( 2 0 + 2
2 . 5 ) X 0 . 9 / 2 ) が該総合要求性能を上回るゾーン 2 とゾー ン 3を選択して、 C h l 〜 C h 3のブロックデ一夕を、 ゾーン 2 と ゾーン 3に交互に記録する。 ここでは、 3チャンネルなので、 ゾ一 ン 2の C h i と C h 2のデータを、 ゾーン 3に C h 3のデ一夕を記 録する。
ステップ 2 ： 1 2 Mbps ( 2 c h記録） の総合要求性能に対して は、 ゾーン 1の転送レート （= 1 7 . 5 ms) だけで十分に対応でき るが、 できる限り分散記録させるという観点から、 ゾーン 1 に C h 1のデ一夕を、 ゾ一ン 2に C h 2のデータを記録させる。 ステップ 3 ： 2 4 Mbps (4 c h記録） の総合要求性能に対して、 アクセス時間 （ 1 0 0 ms) を含めても総合保持性能 （= ( 2 7. 5 + 3 0 ) X 0. 9 / 2 ) が該総合要求性能を上回るゾーン 5とゾー ン 6を選択して、 C h 1〜 C h 4のブロックデータを、 ゾーン 5 と ゾーン 6に交互に記録する。 この場合は、 4チャンネルの記録なの で、 ゾーン 5に C h i と C h 2のデータを、 ゾーン 6の C h 3 と C h 4のデータを記録する。
図 5 5は、 上述した第 3の実施例のステップ 1〜 3の記録方法を 具体的に示す図である。
ステップ 1の場合は、 同図 （ a) に示すように、 まず、 ゾーン 2 に C h 1、 C h 2のブロックデ一夕をシーケンシャルに記録し、 次 に、 ゾーン 3に 5 0 ms で移動し、 ゾーン 2に C h 3のブロックデ 一夕をシーケンシャル記録する。 そして、 再び、 ゾーン 2に 5 0 ms で移動し、 C h l、 C h 2の次のブロックデ一夕をシーケンシャル に記録する。 そして、 再び、 ゾーン 3に 5 0 ms で移動し、 ゾーン 3に C h 3の次のブロックデータをシーケンシャルに記録する。 以 上のような動作を繰り返しながら、 3チャンネルのブロックデータ をゾーン 2とゾーン 3に交互に分散記録していく。
ステップ 2の場合は、 同図 （ b) に示すように、 ゾーン 1 とゾ一 ン 2に、 それぞれ、 C h 1 と C h 2のブロックデータを交互に記録 していく。
ステップ 3の場合は、 同図 （ c ) に示すように、 一方の 2チャン ネルのブロックデ一夕 （C h l、 C h 2 ) と他方の 2チャンネルの ブロックデータ （C h 3、 C h 4 ) を、 ゾーン 5 とゾーン 6の間を 5 0 ms で移動しながら、 ゾーン 5 とゾーン 6に交互に分散 · 記録 していく。
ところで、 上記アクセス時間は、 ヘッ ドの移動の途中では、 移動 する トラック間距離に比例すると考えられるが、 移動の最初と移動 の終了の際には、 それぞれ、 加速と減速が生じるので、 アクセス時 間には、 厳密には非線形的なファクタが加わる。 上記実施例では、 ゾーン間の移動なので、 数千トラック間の移動が常時行われ、 ァク セス時間はトラック間距離に比例すると考える。 そこで、 隣接する ゾーン間の移動時間を往復 1 0 0 ms (片道 5 0 ms) とみなし、 1秒 間でみれば、 転送速度の 1 0 %が無駄になると考えれば、 このォ一 バヘッ ドにゾーン間の距離 （ゾーン番号差） を乗算すれば、 ァクセ ス時間による転送速度の低下を算出できる。
よって、 隣接ゾーン間の往復アクセス時間を ms 単位で表現する と、 実行の総合保持性能は、 下記の式 （ 1 ) で表現できる。
実行総合保持性能 = { (片方ゾーンの転送速度） + (他方ゾーン の転送速度） } / 2 X { 1 0 0 % - { (ゾーン間距離） X (隣接ゾー ン間の往復アクセス時間） Z 1 0 } % } · · · ( 1 )
第 3の実施例において、 ステップ 1のように、 処理するチャンネ ル数が奇数である場合には、 2つのゾーンの内、 どちらに、 より多 数のチャンネルを記録するかにより、 上記式 （ 1 ) の第一項が若干 変わることになる。
次に、 図 5 6から図 5 9のフローチャートを参照して、 上述した 図 5 3に例示した第 1実施例を実現するアルゴリズムを説明する。 本フローチャートでも、 上述した実施形態と同様に、 S t r e a m, Emp t y、 及び F u l 1 のリス トを使用するものとする。
まず、 S t r e a m ( 1 ) 〜 （m) を初期化する。 尚、 この実施 例では、 ガーべ一ジコレクションは行いものとし、 相手 s t r e a mは " 0 " とする。 また、 総合要求性能を求めるために使用する各 チャンネルの要求速度 C h a n n e l — r a t e ( 1 ) 〜 （m) を M P E G 2の要求性能 （ここでは、 6 Mbps とする） に設定する。 また、 さらに、 Em p t y 〔 1〕 〜 〔 2 n〕 及び F u l 1 〔 1〕 〜 〔 2 n〕 を初期設定する。 また、 各ゾーン 1〜 2 nの転送速度を、 Z o n e - r a t e 〔 1〕 〜 〔 2 n〕 に設定する。 また、 これから 記録していく片方ゾーンを示す変数 i n z を " 1 " に、 他方ゾーン を示す変数 o u z を "2 n " に設定する。 この変数 o u z に対する る " 2 n " の設定処理は、 内周及び外周に含まれるゾーン数を偶数 に設定する処理である。
また、 さらに、 総合要求性能を示す変数 t c を " 0 " に設定する。 また、 要求性能に見合う性能があるか （記録可能かどうか） を示す フラグ c o n t を " 0 " に設定する （ステップ S 1 6 1 )。
上記初期化処理に続いて、 命令の種類を判断する （ステップ S 1 6 2 )。 そして、 1 c h記録または 2 c h記録のいずれでもなけれ ば、 図 5 8のステップ S 1 8 2に進む。 図 5 8のフローチャートに 示すステツプ S 1 8 2〜 S 1 8 9の処理は、 上述した図 4 0のステ ップ S 1 4 7〜 S 1 5 4の空きゾーンを選択する処理と同様である ので、 ここでは、 説明を省略する。
また、ステップ S 1 6 2で l c h記録の命令であると判断すれば、 図 5 9のフローチャートのステップ S 1 9 0に進む。 図 5 9のフロ 一チャートに示すステップ S 1 9 0〜 S 1 9 6の処理は、 上述した 図 3 9のステップ S 1 3 3〜 S 1 3 9処理と同様であるので、 ここ では、 説明を省略する。 また、 ステップ S 1 6 2で k c h記録 （ k > l ) の命令であれば、 k c h記録に対する総合要求性能に見合う総合保持性能を持つ 2つ のゾーンを選択する処理を行う （ステップ S 1 6 3 )。
この選択処理では、 以下の （ 1 )、 （ 2 ) の処理を行う。
( 1 ) k c h記録に対する総合保持性能 t c を求める。
( 2 ) 内周側のゾーンからみて、 その内周側のゾーンから外周 側のゾーンに向かって、 総合保持性能 t z を求め、 t z > t cの条 件を満たす 2つの該当ゾーンを探す。 そして、 該当ゾーンがみっか れば、 c o n t に " 1 " を設定する。
次に、 c o n tが " 1 " であるか判断する （ステップ S 1 6 4 )。 そして、 c o n t = 0ならば記録不可能と判断し、 処理を停止する。 一方、 c o n t = 1ならば、 ステップ S 1 6 3で求められた 2つの ゾーン I ， J を、 それぞれ、 選択された内周ゾーン i n z , 外周ゾ ーン o u z とする。 また、最初に記録を実行する c h a n n e 1 (チ ヤンネル） を " 1 " とする （ステップ S 1 6 5 )。
次に、 E m p t yリス トを検索して、 内周のゾーン i n zから、 各ゾーンの空き領域を探索し、 空き領域を有するゾーンを見つけ出 す （ステップ S 1 6 6 )。 続いて、 ステップ S 1 6 6で見つけ出 されたゾ一ン I の Em p t y 〔 I〕 のリス トに従い、 ゾーン I に c h a n n e 1 の示すチヤンネルのデータを 1 ブロック記録する。 次 に、 S t r e am ( c h a n n e 1 ) に、 記録された最終アドレス までの 1ブロック分のデータのリス トを登録する。 さらに、 Em p t y 〔 I〕 に （最終ア ドレス + 1， 残りのデ一夕量） （ E n d ) の リス トを登録し、 F u l 1 〔 I〕 に （ゾーン I の先頭アドレス， 記 録デ一夕量） （E n d ) のリス トを登録する。 そして、 c h a n n e 1 の値を " 1 " インクリメントする （ステップ S 1 6 7 )。
次に、 c h a n n e l〉 kであるか判断し （ステップ S I 6 8 )、 c h a n n e l 〉 kでなければ、 ステップ S 1 6 7に戻る。 ステツ プ S 1 6 8の判断は、 kチャンネルの 1ブロックのデータの記録が 終了したか判断する処理であり、 ステップ S 1 6 8で c h a n n e l 〉 kと判断するまで、 ステップ S 1 6 7の処理を繰り返す。
そして、 ステップ S 1 6 8で kチャンネルの記録が終了したと判 断すると、 c h a n n e 1 を " 1 " に初期化し （ステップ S 1 6 9 ) . 次に、 Em p t y 〔 I〕 のリス ト領域の全てを記録したか判断する (ステップ S 1 7 0 )。 そして、 まだ、 全て記録していなければ、 ステップ S 1 7 2に進む。 一方、 全て記録していれば、 Em p t y 〔 I〕 のリストを E n d (データ量無し） とする。 また、 F u l 1 〔 I〕 のリス トは、 対象ゾーンの全領域が記録されたとして、 （ゾ —ン I の先頭ア ドレス、 ゾーン I のデータ量） （E ND) とする。 そして、 I を " 1 " インクリメントする （ステップ S 1 7 1 )。
次に、 記録が終了したか判断し （ステップ S 1 7 2 )、 記録が終 了していれば次の内周ゾーンへのデータの記録の起点となる inner-zone を " I " とし （ステップ S 1 7 3 )、 ステップ S 1 6 2 に戻る。 一方、 記録が終了していなければ、 外周側のゾーンへの記 録に移るために、 E m p t yリス トを検索して、 外周側のゾーン o u zから空き領域の有るゾーン J を見つけ出す （ステップ S 1 7 4 )。
続いて、 Em p t y 〔 J〕 のリス トに従い、 ゾーン J に c h a n n e 1 の示すチャンネルのデ一夕を 1ブロック記録する。 そして、 S t r e arn ( J ) に、 記録された最終アドレスまでの 1ブロック 分のデータのリス トを追加する。 次に、 Em p t y 〔 J〕 には （最 終ア ドレス + 1， 残りデータ量） （E n d ) のリス 卜を登録し、 F u 1 1 〔 J〕 には （ゾーン Jの先頭アドレス、 記録データ量） のリ ス 卜を登録する。 そして、 c h a n n e l の値を " 1 " インク リメ ントする （ステップ S 1 7 5 )。
次に、 c h a n n e l > kであるか判断する （ステップ S 1 7 6 ), この判断は、 ステップ S 1 6 8 と同様に kチャンネルの 1ブロック のデ一夕の記録が終了したか判断する処理であり、 ステップ S 1 7 6で c h a n n e l〉 kと判断するまで、 ステップ S 1 7 5の処理 を繰り返す。
そして、 ステップ S 1 7 6で kチャンネルの記録が終了したと判 断すると、 c h a n n e 1 を " 1 " に初期化し （ステップ S 1 7 7 ). 次に、 Emp t y 〔 J〕 のリス ト領域の全てを記録したか判断し （ス テツプ S 1 7 8 )、 まだ、 全て記録していなければ、 ステップ S 1 8 0に進む。 一方、 全て記録していれば、 Em p t y 〔 J〕 のリス トを E n d (データ量無し） とする。 また、 F u l 1 〔 J〕 のリス トは、 対象ゾーンの全領域が記録されたとして、 （ゾーン Jの先頭 アドレス、 ゾーン J のデ一夕量） （E ND) とする。 そして、 J を " 1 " インクリメントする （ステップ S 1 7 9 )。
次に、 記録が終了したか判断し （ステップ S 1 8 0 )、 記録が終 了していれば次の外周ゾーンへのデータの記録の起点となる outer-zone を " J " とし （ステップ S 1 8 1 )、 ステップ S 1 6 2 に戻る。 一方、 記録が終了していなければ、 ステップ S 1 6 6に戻 る （片方のゾーンに再度、 移る）。
以上説明した、 図 5 6から図 5 9のフローチャートでは、 選択さ れた 2つのゾーンに kチャンネルのブロックデ一夕をまとめて、 交 互に記録する場合を示している。 このフローチャートの中で、 総合 要求性能に対して、 その性能を上回る総合保持性能を持つ 2つのゾ ーンを選択する処理は、 ステップ S 1 6 3に開示されている。 ステ ップ S 1 6 3の処理は、 第 1の実施例の場合に対応しているが、 第 2の実施例に対応する場合には、 前記式 （ 1 ) に従って総合保持性 能 t z を求めればよい。 また、 第 3の実施例に対応する場合には、 要求チャンネル数 kに応じて、 ステップ S 1 6 6〜 S 1 7 3の処理 と、 ステップ S 1 7 4〜 S 1 8 1の処理を切り分けるようにすれば い。
次に、 Z C L Vに基づき回転制御を行うディスクに対して、 複数 チャンネルのデータの同時記録を実行するディスクアクセス制御方 式において、 ゾーン当たりの記録容量が多いゾーン （主に外周ゾー ン） を優先して、 該複数チャンネルのデータを該ゾーン内に集中し て， 交互に記録する実施形態について説明する。
図 6 0は、 この実施形態のアルゴリズムを説明するフローチヤ一 卜である。
同図のフローチャートに示す処理は、 上述した図 5 6のフローチヤ —卜のステップ S 1 6 2で k c h記録の命令であると判断された場 合に実行される処理であり、 図 5 6から図 5 7のフローチャートの ステップ S 1 6 3〜 S 1 8 1の処理を代替するものである。
したがって、 図 6 0のフローチャートに示す処理は、 図 5 6のス テツプ S 1 6 1 の後、 ステップ S 1 6 2で k c h記録命令と判断さ れたとき呼び出され、 処理終了後、 図 5 6のステップ S 1 6 2に戻 るサブルーチンとして捉えることができる。 図 6 0のフローチャートの説明を開始する。
まず、 Emp t yリストを探索し、 外周側のゾーン （outer- zone) から内周側のゾーンに 1ゾーンづっ移動しながら、 空き領域を有す るゾーン J を見つけ出す （ステップ S 2 0 1 )。
次に、 Em p t y 〔 J〕 のリス トに従い、 ゾーン Jの空き領域に c h a n n e 1 の示すチャンネルのデ一夕を 1ブロック記録する。 次に、 S t r e am ( c h a n n e l ) にゾーン J に記録された該 1ブロック分のデータの最終アドレスまでのリス トを追加する。 続 いて、 Em p t y 〔 J〕 に、 （該最終ア ドレス + 1， 残りのデータ 量） （E n d ) のリス トを登録し、 F UL L 〔 J〕 に、 （ゾーン Jの 先頭ア ドレス、 記録データ量） （E n d ) のリス トを登録する。 そ して、 c h a n n e l の値を " 1 " インクリメントする （ステップ S 2 0 2 )。
続いて、 c h a n n e l > kであるか判断し （ステップ S 2 0 3 ), c h a n n e l 〉 kでなければ、 ステップ S 2 0 2に戻る。 このよ うにして、 ステップ S 2 0 3で c h a n n e l 〉 k、 すなわち、 k チャンネルの 1ブロックデ一夕記録が全て終了したと判断するまで， ステップ S 2 0 2の処理を繰り返す。
そして、 ステップ S 2 0 3で kチャンネルの 1 ブロックデータ記 録が全て終了したと判断すると、 c h a n n e 1 を " 1 " に初期化 し （ステップ S 2 0 4 )、 続いて、 Em p t y 〔 J〕 のリス ト領域 (ゾーン Jの空き領域） を全て記録したか判断し （ステップ S 2 0 5 )、 まだ、 全て記録していなければステップ S 2 0 7に進む。 一 方、 全て記録していれば、 Em p t y 〔 J〕 に E n dを登録する。 また、 F UL L 〔 J〕 に （ゾーン J の先頭アドレス、 ゾーン Jのデ 一夕量） （E n d ) のリス トを登録する。 そして、 J を " 1 " デク リメントして対象ゾーンを 1つ内周側に移す （ステップ S 2 0 6 )。 次に、 記録が終了したか判断し、 まだ、 記録が終了していなけれ ば、 ステップ S 2 0 1 に戻り、 1 ゾーンだけ内周側のゾーンへの記 録に移る。 一方、 記録が終了していれば、 次のデータの記録の起点 となるゾーンを示す outer-zoneを J に設定し（ステップ S 2 0 7 )、 図 5 6のステップ S 1 6 2に戻る。
以上述べた Z C L Vの回転制御方式によるディスクの場合、 どの ゾーンも転送速度が一定であるため、ゾーンを移すメリ ッ トはなく、 逆にゾーンを移動するとシーク時間等によるアクセス時間のロスが 大きい。 したがって、 この場合、 複数ゾーンを使用せず、 記録容量 の多い外周側のゾーンから、 順次、 内周側のゾーンに移動して、 k チャンネルのブロックデータを同一ゾーンにシーケンシャルに連続 して記録することが効果的である。
上述した図 3 1から図 6 0に示したディスクに対する処理を実現 するプログラムは、 図 1 2に示すス トレ一ジシステムのディスクァ クセス制御用 M P U 6 1 によって実行される。 すなわち、 図 3 0に 示すマイクロプロセッサ 7 1 とメモリ 7 2を有する M P U 6 1 によ つて実行される。 この場合、 M P U 6 1が実行するプログラムは可 搬記録媒体 7 4に格納され、 この可搬記録媒体 7 4が媒体駆動装置 7 3に装着されることにより、 M P U 6 1は、 媒体駆動装置 7 3を アクセスして可搬記録媒体 7 4に格納されたプログラムをメモリ 7 2にロー ドして実行する。
また、 プログラムは、 公衆回線、 専用回線、 インターネッ ト等の 各種ネッ トワークを介してダウンロードすることも可能である。 こ 5
88 のような形態の場合、 例えば、 情報提供業者がプログラムを管理し て、 プログラムが更新された場合、 直ちに、 該情報提供業者からダ ゥンロードするようにすることも可能である。 また、 該情報提供業 者が、 プログラムの保守をネッ トワークを介して遠隔実行すること も可能である。
以上、 述べたように、 本発明によれば、 実際の書き込みデ一夕の 転送レートに従って終了期限を決め、 それに基づいてディスクァク セスのスケジユ ーリングを行うことで、 多数のチャネルの記録 再 生が可能になる。 また、 リアルタイムの複数の書き込み要求に対し て書き込み領域による転送レートの違いを利用することで、 処理が 効率化され、 さらに多数のチャネルの記録/再生が可能になる。
また、 本発明では、 ランド · グループ記録方式の記録媒体に対し て 2チャンネルの同時記録を行う場合、 グループ及びランドの記録 領域の連続性を利用して、 一方のチャンネルのデータをグループに 他方のチャンネルのデータをランドに沿って記録することで、 記録 を高速に実行できると共に、 その後の各チャンネルの再生、 削除な ども高速に行うことができ、 ガーベジコレクションの実行回数も削 減できる。
また、 Z C A Vに基づく回転制御を行うディスクに対して、 複数 チャンネルのデータを同時記録する際、 総合要求性能 （複数チャン ネルの同時記録に対する各要求性能の総和）以上の総合保持性能（記 録されるゾーンが持つ転送性能の平均） を有する複数ゾーンを選択 し、 該複数ゾーンに上記複数チャンネルのデータを分散 · 記録する ことで、 複数チャンネルのデータの同時記録の高速実行や、 その後 の各チャンネルの再生、 削除などを容易に行うことができる。 また、 さらに、 Z C L Vの回転制御方式によるディスクに対する 複数チャンネルの同時記録に対しては、 複数ゾーンを使用せず、 記 録容量の多い外周側のゾーンから、 順次、 内周側のゾーンに移動し て、 各チャンネルのブロックデータを同一ゾーンにシーケンシャル に連続して記録することにより、 高速な記録が可能となる。 産業上の利用可能性
本発明は、 ホームネッ トワークにおける映像/音声デ一夕の処理 だけでなく、 複数チャンネルのデータをリアルタイムで処理しなけ ればならないような任意の用途に適用することができる。 例えば、 処理対象のデータをコンピュータシステムへ取り込む場合にも、 同 様の制御が可能である。 また、 アクセス対象としては、 磁気ディス ク、 光ディスク、 光磁気ディスク等のディスク型記録媒体を始めと して、メモリカー ド等も含む任意の記録媒体を用いることができる。

Claims

請求の範囲
1 . 記録媒体への複数のアクセス要求を処理するアクセス制御装 置であって、 データの転送レートの変化に応じてアクセス処理の 終了期限を決定し、 該終了期限の早い順に前記複数のアクセス要求 の実行スケジュールを設定するスケジュ一リング手段と、
前記実行スケジュールに従って前記複数のアクセス要求の実行を 制御する制御手段と
を備えることを特徴とするアクセス制御装置。
2 . 前記スケジューリング手段は、 前記記録媒体からデータを読 み出す要求に対して、 読み出しデータの書き込み時の終了期限に関 する情報に基づいて、 読み出し処理の終了期限を決定することを特 徴とする請求項 1記載のアクセス制御装置。
3 . 前記制御手段は、 前記記録媒体へのデータ書き込む要求を受 け付けた場合、 送られてきたデータのうちダミーデータを除く有効 データのみ、 書き込みデータとしてバッファリングするバッファ手 段を含み、 前記スケジューリング手段は、 該バッファ手段が該有効 データを所定領域にバッファリングするのに要する時間に基づいて、 書き込み処理の終了期限を決定することを特徴とする請求項 1記載 のアクセス制御装置。
4 . 前記制御手段は、 前記書き込み処理の終了期限に関する情報 を、 前記書き込みデータと共に記録媒体に書き込む制御を行うこと を特徴とする請求項 3記載のアクセス制御装置。
5 . 前記制御手段は、 前記記録媒体からデータを読み出す要求を 受け付けた際、 読み出しデータの書き込み時におけるダミ一データ と有効データの転送順序に従って、 該読み出しデータにダミーデ一 夕を付加して送り出す制御を行う ことを特徴とする請求項 3記載の アクセス制御装置。
6 . ディスク型記録媒体への複数のアクセス要求を処理するァク セス制御装置であって、
前記記録媒体へデータを書き込む複数の書き込み要求に対して、 該複数の書き込み要求に対応する複数の書き込み位置が互いに近接 するように、 書き込み領域を決定する決定手段と、
各書き込み要求で指定された書き込みデータを、 前記書き込み領 域にシーケンシャルに書き込む制御を行う制御手段と
を備えることを特徴とするアクセス制御装置。
7 . 前記決定手段は、 前記書き込み要求の数及び前記複数の書き 込み要求の転送レートの総和のうち少なく とも一方に基づき、 前記 書き込み領域を決定することを特徴とする請求項 6記載のアクセス 制御装置。
8 . 記録媒体への複数のアクセス要求を処理するアクセス制御方 法であって、 データの転送レー トの変化に応じてアクセス処理の 終了期限を決定し、
前記終了期限の早い順に前記複数のアクセス要求の実行スケジュ ールを設定し、
前記実行スケジュールに従って前記複数のアクセス要求の実行を 制御する
ことを特徴とするアクセス制御方法。
9 . ディスク型記録媒体への複数のアクセス要求を処理するァク セス制御方法であって、 前記ディスク型記録媒体へデータを書き込む複数の書き込み要求 に対して、 該複数の書き込み要求に対応する複数の書き込み位置が 互いに近接するように、 書き込み領域を決定し、
各書き込み要求の書き込みデータを前記書き込み領域にシ一ケン シャルに書き込む制御を行う
ことを特徴とするアクセス制御方法。
1 0 . 記録媒体への複数のアクセス要求を処理する処理装置のた めのプログラムを記録したコンピュータ読み取り可能な記録媒体で あって、
データの転送レー卜の変化に応じてアクセス処理の終了期限を決 定するステツプと、
前記終了期限の早い順に前記複数のアクセス要求の実行スケジュ ールを設定するステツプと、
前記実行スケジュールに従って前記複数のアクセス要求の実行を 制御するステップと
を含む処理を前記コンピュータに実行させるためのプログラムを 記録したコンピュータ読み取り可能な記録媒体。
1 1 . ディスク型記録媒体への複数のアクセス要求を処理する処 理装置のためのプログラムを記録したコンピュータ読み取り可能な 記録媒体であって、
前記ディスク型記録媒体へデータを書き込む複数の書き込み要求 に対して、 該複数の書き込み要求に対応する複数の書き込み位置が 互いに近接するように、 書き込み領域を決定するステップと、 各書き込み要求の書き込みデータを前記書き込み領域にシ一ケン シャルに書き込む制御を行うステップと を含む処理を前記コンピュータに実行させるためのプログラムを 記録したコンピュータ読み取り可能な記録媒体。
1 2 . Z C A Vに基づき回転制御が行われる記録媒体に対する複 数チャンネルの同時記録を制御するアクセス制御装置であって、 前記記録媒体上のゾーンの転送速度が平均化されるように、 前記 記録媒体から複数ゾーンを選択する選択手段と、
前記複数チャンネルのデータが、 該選択された複数のゾーンに分 散 · 記録されるように制御する制御手段と、
を備えることを特徴とするアクセス制御装置。
1 3 . Z C A Vに基づき回転制御が行われる記録媒体に対する複 数チャンネルの同時記録を制御するアクセス制御装置であって、 該各チヤンネルのデータの記録要求性能の総和である総合要求性 能以上の転送速度平均を持つ複数のゾーンを、 前記記録媒体から選 択する選択手段と、
該選択された複数のゾーンに前記複数チャンネルのデ一夕が分 散 · 記録されるように制御する制御手段と、
を備えることを特徴とするアクセス制御装置。
1 4 . Z C L Vに基づき回転制御が行われる記録媒体に対する複 数チャンネルの同時記録を制御するアクセス制御装置であって、 複数チャンネルの同時記録要求を受け付けたとき、 記録容量の多 い外周ゾーンを優先的に選択する選択手段と、
前記複数チャンネルのデータが、 該選択されたゾーンに集中して 記録されるように制御する制御手段と、
を備えることを特徴とするアクセス制御装置。
1 5 . ランド · グループ方式で記録が行われる記録媒体に対する 複数チャンネルの同時記録を制御するアクセス制御装置であって、 複数チャンネルの同時記録要求を受け付けたとき、 各チャンネル のデータが 1対 1対応で記録されるランドまたはグループを決定す る決定手段と、
前記各チャンネルのデ一夕が、 該決定された対応するラン ドまた はグループに沿って分散 · 記録されるように制御する制御手段と、 を備えることを特徴とするアクセス制御装置。
1 6 . 前記記録媒体が所定セク夕数のラン ドとグループを有する 論理ゾーンに分割される記録媒体である場合、
前記制御手段は、 各チャンネルのデ一夕が、 論理ゾーン単位で、 ラン ドとグループに交互に分散 · 記録されるように制御することを 特徴とする請求項 2 6記載のアクセス制御装置。
1 7 . 更に、
あるチャンネルのデータの削除要求を受け付けた場合、 そのチヤ ンネルのデ一夕を、 それが記録されているラン ドまたはグループか ら削除する削除手段と、
該ラン ドまたは該グループと対になっている他のラン ドまたは他 のグループに記録されている別のチャンネルのデータを、 空き領域 のある論理ゾーンに移動させて再記録させるガーべジコ レクショ ン 手段を、
備えることを特徴とする請求項 1 6記載のアクセス制御装置。
1 8 . 更に、
あるチャンネルのデータの再生要求を受け付けた場合、 そのチヤ ンネルのデータが記録されているランドまたはグループから再生デ 一夕を連続して読みだす読みだし手段を備えることを特徴とする請 求項 1 5または 1 6記載のアクセス制御装置。
1 9 . Z C A Vに基づき回転制御が行われる記録媒体に対する複 数チャンネルの同時記録を制御するアクセス制御方法であって、 前記記録媒体上のゾーンの転送速度が平均化されるように、 前記 記録媒体から複数ゾーンを選択し、
前記複数チャンネルのデータが、 該選択された複数のゾーンに分 散 · 記録されるように制御する、
ことを特徴とするアクセス制御方法。
2 0 . Z C A Vに基づき回転制御が行われる記録媒体に対する複 数チャンネルの同時記録を制御するアクセス制御方法であって、 該各チャンネルのデータの記録要求性能の総和である総合要求性 能以上の転送速度平均を持つ複数のゾーンを、 前記記録媒体から選 択し、
該選択された複数のゾーンに前記複数チャンネルのデータが分 散 · 記録されるように制御すること、
を特徴とするアクセス制御方法。
2 1 . Z C L Vに基づき回転制御が行われる記録媒体に対する複 数チャンネルの同時記録を制御するアクセス制御方法であって、 複数チャンネルの同時記録要求を受け付けたとき、 記録容量の多 い外周ゾーンを優先的に選択し、
前記複数チヤンネルのデータが、 該選択されたゾーンに集中して 記録されるように制御する、
ことを特徴とするアクセス制御方法。
2 2 . ランド ， グループ方式で記録が行われる記録媒体に対する 複数チャンネルの同時記録を制御するアクセス制御方法であって、 複数チャンネルの同時記録要求を受け付けたとき、 各チャンネル のデ一夕が 1対 1対応で記録されるランドまたはグループを決定し， 前記各チャンネルのデータが、 該決定された対応するランドまた はグループに沿って分散 · 記録されるように制御する、
ことを特徴とするアクセス制御方法。
2 3 . Z C A Vに基づき回転制御が行われるディスク型記録媒体 に対する複数チャンネルの同時記録を制御するアクセス制御装置の ためのプログラムを記録したコンピュータ読み取り可能な記録媒体 であって、
前記ディスク型記録媒体上のゾーンの転送速度が平均化されるよ うに、 前記ディスク型記録媒体から複数ゾーンを選択するステツプ と、
前記複数チヤンネルのデータが、 該選択された複数のゾーンに分 散 · 記録されるように制御するステップ、
を含む処理を前記コンピュータに実行させるコンピュータ読み取 り可能な記録媒体。
2 4 . Z C A Vに基づき回転制御が行われるディスク型記録媒体 に対する複数チャンネルの同時記録を制御するアクセス制御装置の ためのプログラムを記録したコンピュータ読み取り可能な記録媒体 であって、
該各チヤンネルのデータの記録要求性能の総和である総合要求性 能以上の転送速度平均を持つ複数のゾーンを、 前記ディスク型記録 媒体から選択するステツプと、
該選択された複数のゾーンに前記複数チャ ンネルのデ一夕が分 散 · 記録されるように制御するステップ、 を含む処理を前記コンピュータに実行させるコンピュータ読み取 り可能な記録媒体。
2 5 . Z C L Vに基づき回転制御が行われるディスク型記録媒体 に対する複数チャンネルの同時記録を制御するアクセス制御装置の ためのプログラムを記録したコンピュータが読み取り可能な記録媒 体であつて、
複数チヤンネルの同時記録要求を受け付けたとき、 記録容量の多 い外周ゾーンを優先的に選択するステップと、
前記複数チャンネルのデータが、 該選択されたゾーンに集中して 記録されるように制御するステップ、
を含む処理を前記コンピュー夕に実行させるコンピュー夕読み取 り可能な記録媒体。
2 6 . ランド · グループ方式で記録が行われるディ スク型記録媒 体に対する複数チャンネルの同時記録を制御するアクセス制御装置 のためのプログラムを記録したコンピュータが読み取り可能な記録 媒体であつて、
複数チャンネルの同時記録要求を受け付けたとき、 各チャンネル のデータが 1対 1対応で記録されるランドまたはグループを決定す るステップと、
前記各チャンネルのデ一夕が、 該決定された対応するランドまた はグループに沿って分散 · 記録されるように制御するステップ、 を含む処理を前記コンピュータに実行させるコンピュータ読み取 り可能な記録媒体。
2 7 . 前記ディスク型記録媒体が所定セク夕数のラン ドとグル一 プを有する論理ゾーンに分割されるディスク型記録媒体である場合、 各チャンネルのデータが、 論理ゾーン単位で、 ラン ドとグループ に交互に分散 · 記録されるように制御するステップを含む処理を前 記コンピュータに実行させる請求項 2 6記載の記録媒体。
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