JP2003196155A - ディスク装置及び同装置のキャッシュ制御方法 - Google Patents
ディスク装置及び同装置のキャッシュ制御方法Info
- Publication number
- JP2003196155A JP2003196155A JP2001395745A JP2001395745A JP2003196155A JP 2003196155 A JP2003196155 A JP 2003196155A JP 2001395745 A JP2001395745 A JP 2001395745A JP 2001395745 A JP2001395745 A JP 2001395745A JP 2003196155 A JP2003196155 A JP 2003196155A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- skip
- address
- read
- request
- host device
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
Landscapes
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】ホストからのスキップ読出し要求があっても、
予想されるデータのみを先読みしてキャッシュバッファ
に蓄えることで、ホスト装置からのリード要求に対する
キャッシュバッファでのヒット効率を向上させるディス
ク装置及び同装置のキャッシュ制御方法を提供すること
にある。 【解決手段】本発明のディスク装置のキャッシュ制御方
法は、アドレス保存手段に保存されている前記アドレス
情報からホスト装置からの読出し要求がスキップ要求で
あるか否かを判定し、スキップ要求であると判定された
場合、スキップ要求により次に読出すアドレスであるス
キップアドレスを算出して、このスキップアドレスによ
り指定された領域の情報を選択して、スキップキャッシ
ュを実施する。
予想されるデータのみを先読みしてキャッシュバッファ
に蓄えることで、ホスト装置からのリード要求に対する
キャッシュバッファでのヒット効率を向上させるディス
ク装置及び同装置のキャッシュ制御方法を提供すること
にある。 【解決手段】本発明のディスク装置のキャッシュ制御方
法は、アドレス保存手段に保存されている前記アドレス
情報からホスト装置からの読出し要求がスキップ要求で
あるか否かを判定し、スキップ要求であると判定された
場合、スキップ要求により次に読出すアドレスであるス
キップアドレスを算出して、このスキップアドレスによ
り指定された領域の情報を選択して、スキップキャッシ
ュを実施する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明はディスク装置におけ
るリードキャッシュ方式に関するものである。
るリードキャッシュ方式に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】近年、小型磁気ディスク装置は、パーソ
ナルコンピュータなどのホスト装置に搭載され、このホ
スト装置とデータのやり取りが行われる。
ナルコンピュータなどのホスト装置に搭載され、このホ
スト装置とデータのやり取りが行われる。
【０００３】ホスト装置から磁気ディスク装置に記憶さ
れているデータの読み出し要求があると、磁気ディスク
装置では、このホスト装置からの要求データをディスク
より読み出しホスト装置へ転送すると同時に、ホスト装
置から要求された読み出しデータに続くデータをディス
ク内の所定の領域からキャッシュバッファと呼ばれる揮
発性のメモリに読み出しておく先読み処理動作を実行す
るものがある。そして、後にホスト装置からこの先読み
しておいた所定の領域に対する読み出し要求があった場
合、都度ディスクをアクセスして読み出しを実行するこ
となく、キャッシュバッファに予め先読み処理動作によ
り蓄えたデータを直接ホスト装置に転送する。これによ
り、ホスト装置から連続したデータのアクセスが発生し
た場合、都度ディスクからデータを読み出した場合に比
較して、ホスト装置に対し高速にデータを返送すること
が可能となっていた。
れているデータの読み出し要求があると、磁気ディスク
装置では、このホスト装置からの要求データをディスク
より読み出しホスト装置へ転送すると同時に、ホスト装
置から要求された読み出しデータに続くデータをディス
ク内の所定の領域からキャッシュバッファと呼ばれる揮
発性のメモリに読み出しておく先読み処理動作を実行す
るものがある。そして、後にホスト装置からこの先読み
しておいた所定の領域に対する読み出し要求があった場
合、都度ディスクをアクセスして読み出しを実行するこ
となく、キャッシュバッファに予め先読み処理動作によ
り蓄えたデータを直接ホスト装置に転送する。これによ
り、ホスト装置から連続したデータのアクセスが発生し
た場合、都度ディスクからデータを読み出した場合に比
較して、ホスト装置に対し高速にデータを返送すること
が可能となっていた。
【０００４】しかし、ホスト装置からの読み出し要求
が、連続した範囲ではなく、いくつかのセクタを断続的
に読み出す、いわゆるスキップリード要求であった場
合、上述の先読み処理動作によりキャッシュバッファに
ホスト装置から要求されるデータ以外のデータを蓄積し
まっており、ホスト装置からの読み出し要求に対するキ
ャッシュバッファ内のデータのヒット効率を落とすとい
う問題が生じてきた。
が、連続した範囲ではなく、いくつかのセクタを断続的
に読み出す、いわゆるスキップリード要求であった場
合、上述の先読み処理動作によりキャッシュバッファに
ホスト装置から要求されるデータ以外のデータを蓄積し
まっており、ホスト装置からの読み出し要求に対するキ
ャッシュバッファ内のデータのヒット効率を落とすとい
う問題が生じてきた。
【０００５】このようにキャッシュバッファ内のデータ
のヒット効率を落とさない方法として、特許第３１４９
８５６号が提案されている。
のヒット効率を落とさない方法として、特許第３１４９
８５６号が提案されている。
【０００６】特許第３１４９８５６号には、いわゆるシ
ーケンシャルＩ／Ｏ（磁気ディスクの連続した記録空間
に順次アクセスするＩ／ＯパターンをシーケンシャルＩ
／Ｏと呼び、Ｉ／Ｏはインプット、アウトプットの略
で、特にリードアクセスを意味するものである）の途中
が少し欠けるアクセスパターンであるニアシーケンシャ
ルＩ／Ｏに対するスループットパフォーマンスの向上を
提案している。
ーケンシャルＩ／Ｏ（磁気ディスクの連続した記録空間
に順次アクセスするＩ／ＯパターンをシーケンシャルＩ
／Ｏと呼び、Ｉ／Ｏはインプット、アウトプットの略
で、特にリードアクセスを意味するものである）の途中
が少し欠けるアクセスパターンであるニアシーケンシャ
ルＩ／Ｏに対するスループットパフォーマンスの向上を
提案している。
【０００７】この提案によれば、システム構成によって
は、ホスト装置が連続した大きなデータを必要とする場
合であっても、インデックスなどの手法を用いて全デー
タにアクセスせずに済むようにしている場合がある。こ
のような場合、ニアシーケンシャルＩ／Ｏが生じるが、
従来のディスク制御装置では、かかるニアシーケンシャ
ルＩ／Ｏに対しランダムＩ／Ｏと同じ処理、即ち都度磁
気ディスクドライブをアクセスする処理を行っていた。
そこで、ニアシーケンシャルＩ／Ｏにおいてもシーケン
シャルＩ／Ｏと同様の先読みを行い、予めまとめてキャ
ッシュメモリにデータを格納しておくことにより、ニア
シーケンシャルＩ／Ｏにおけるスループットパフォーマ
ンスの向上を図っている。
は、ホスト装置が連続した大きなデータを必要とする場
合であっても、インデックスなどの手法を用いて全デー
タにアクセスせずに済むようにしている場合がある。こ
のような場合、ニアシーケンシャルＩ／Ｏが生じるが、
従来のディスク制御装置では、かかるニアシーケンシャ
ルＩ／Ｏに対しランダムＩ／Ｏと同じ処理、即ち都度磁
気ディスクドライブをアクセスする処理を行っていた。
そこで、ニアシーケンシャルＩ／Ｏにおいてもシーケン
シャルＩ／Ｏと同様の先読みを行い、予めまとめてキャ
ッシュメモリにデータを格納しておくことにより、ニア
シーケンシャルＩ／Ｏにおけるスループットパフォーマ
ンスの向上を図っている。
【０００８】しかし、上述の方法では、次にホスト装置
が読み出し要求するアドレスを予想することはできず、
スキップリード要求に対する高速なデータ転送処理を実
現することは難しかった。
が読み出し要求するアドレスを予想することはできず、
スキップリード要求に対する高速なデータ転送処理を実
現することは難しかった。
【０００９】
【発明が解決しようとする課題】上述したように、ホス
ト装置からの読み出し要求に対して、磁気ディスク装置
は要求データの読み出しを実施すると同時に、それに続
く領域をキャッシュバッファに蓄えておくこと（これを
先読みキャッシュ処理と称する）で、以後ホスト装置か
らキャッシュバッファに蓄えられたデータの読み出しが
要求された場合、ディスクからの読み出しを行わずにキ
ャッシュバッファから直接、ホスト装置から読み出し要
求があったデータを転送することにより、データの転送
処理を高速化することができ、装置のパフォーマンスを
向上させることを図ってきたが、ホスト装置からの読み
出し要求範囲が、連続的ではなく、ある一定アドレス間
隔で飛び飛びの連続的な読み出し要求（これをスキップ
要求と称する）範囲であった場合、上述の先読みキャッ
シュ処理ではキャッシュバッファに、ホスト装置から読
み出しされていない不要なデータまで先読みされてしま
うため、ホスト装置からのリード要求に対するキャッシ
ュバッファでのヒット効率を落とすという問題が生じて
きた。
ト装置からの読み出し要求に対して、磁気ディスク装置
は要求データの読み出しを実施すると同時に、それに続
く領域をキャッシュバッファに蓄えておくこと（これを
先読みキャッシュ処理と称する）で、以後ホスト装置か
らキャッシュバッファに蓄えられたデータの読み出しが
要求された場合、ディスクからの読み出しを行わずにキ
ャッシュバッファから直接、ホスト装置から読み出し要
求があったデータを転送することにより、データの転送
処理を高速化することができ、装置のパフォーマンスを
向上させることを図ってきたが、ホスト装置からの読み
出し要求範囲が、連続的ではなく、ある一定アドレス間
隔で飛び飛びの連続的な読み出し要求（これをスキップ
要求と称する）範囲であった場合、上述の先読みキャッ
シュ処理ではキャッシュバッファに、ホスト装置から読
み出しされていない不要なデータまで先読みされてしま
うため、ホスト装置からのリード要求に対するキャッシ
ュバッファでのヒット効率を落とすという問題が生じて
きた。
【００１０】そこで本発明の目的は、スキップ要求の場
合においても、ホスト装置から読み出し要求されると予
想されるデータのみを先読みしてキャッシュバッファに
蓄えることで、ホスト装置からのリード要求に対するキ
ャッシュバッファでのヒット効率（パフォーマンス）を
向上させるディスク装置及び同装置のキャッシュ制御方
法を提供することにある。
合においても、ホスト装置から読み出し要求されると予
想されるデータのみを先読みしてキャッシュバッファに
蓄えることで、ホスト装置からのリード要求に対するキ
ャッシュバッファでのヒット効率（パフォーマンス）を
向上させるディスク装置及び同装置のキャッシュ制御方
法を提供することにある。
【００１１】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明にかかるディスク装置は、ホスト装置から読
出し要求のあったアドレス情報を保存するアドレス保存
手段と、前記アドレス保存手段に保存されている前記ア
ドレス情報から、前記ホスト装置からの読出し要求がス
キップ要求であるか否かを判定するスキップ要求判定手
段と、前記スキップ要求判定手段により、前記ホスト装
置からの読出し要求がスキップ要求であると判定された
場合、前記スキップ要求により次に読出すアドレスであ
るスキップアドレスを算出するスキップアドレス算出手
段と、前記スキップアドレス算出手段により算出された
前記スキップアドレスにより指定された領域の情報を選
択して読出すスキップ読出し手段と、前記スキップ読出
し手段により読出された情報を一時的に保存するスキッ
プキャッシュ手段とを有することを特徴とするものであ
る。
め、本発明にかかるディスク装置は、ホスト装置から読
出し要求のあったアドレス情報を保存するアドレス保存
手段と、前記アドレス保存手段に保存されている前記ア
ドレス情報から、前記ホスト装置からの読出し要求がス
キップ要求であるか否かを判定するスキップ要求判定手
段と、前記スキップ要求判定手段により、前記ホスト装
置からの読出し要求がスキップ要求であると判定された
場合、前記スキップ要求により次に読出すアドレスであ
るスキップアドレスを算出するスキップアドレス算出手
段と、前記スキップアドレス算出手段により算出された
前記スキップアドレスにより指定された領域の情報を選
択して読出すスキップ読出し手段と、前記スキップ読出
し手段により読出された情報を一時的に保存するスキッ
プキャッシュ手段とを有することを特徴とするものであ
る。
【００１２】上記のように構成されたディスク装置によ
れば、ホスト装置からの読み出し要求にヒットする可能
性の高いデータのみキャッシュバッファに蓄えておくと
が可能となるため、ホスト装置からのリード要求に対す
るキャッシュバッファでのヒット効率（パフォーマン
ス）を向上させるディスク装置を提供することが可能と
なる。
れば、ホスト装置からの読み出し要求にヒットする可能
性の高いデータのみキャッシュバッファに蓄えておくと
が可能となるため、ホスト装置からのリード要求に対す
るキャッシュバッファでのヒット効率（パフォーマン
ス）を向上させるディスク装置を提供することが可能と
なる。
【００１３】また、本発明にかかるディスク装置のキャ
ッシュ制御方法は、ホスト装置よりアドレスｂの読み出
し要求があった場合、ＲＡＭに保存していた以前のホス
ト装置からの読み出し要求アドレスａと比較し、今回の
アドレスｂと以前のアドレスａとの差を計算しｘとして
保持する。そして、次にホスト装置から読み出し要求さ
れる領域は、アドレスｂからｘはなれたアドレスｃの領
域である確率が高いと判定する。この判定に基づき、ホ
スト装置から読み出だし要求があったｂ領域をディスク
から読み出し、ホスト装置に転送した後、ｃ両行きのデ
ィスク読み出しを実施し、キャッシュバッファに保持す
る。また、ｃ両行きの読み出し後、更にｘはなれたｄ領
域を読み出し、キャッシュバッファに保持してゆくこと
を特徴とするものである。
ッシュ制御方法は、ホスト装置よりアドレスｂの読み出
し要求があった場合、ＲＡＭに保存していた以前のホス
ト装置からの読み出し要求アドレスａと比較し、今回の
アドレスｂと以前のアドレスａとの差を計算しｘとして
保持する。そして、次にホスト装置から読み出し要求さ
れる領域は、アドレスｂからｘはなれたアドレスｃの領
域である確率が高いと判定する。この判定に基づき、ホ
スト装置から読み出だし要求があったｂ領域をディスク
から読み出し、ホスト装置に転送した後、ｃ両行きのデ
ィスク読み出しを実施し、キャッシュバッファに保持す
る。また、ｃ両行きの読み出し後、更にｘはなれたｄ領
域を読み出し、キャッシュバッファに保持してゆくこと
を特徴とするものである。
【００１４】これにより、以後に読み出だし要求される
確率の高いデータのみキャッシュバッファに保持してお
くことで、キャッシュバッファを有効に使用することが
可能となり、ホスト装置からのリード要求に対するキャ
ッシュバッファでのヒット効率（パフォーマンス）を向
上させるディスク装置を提供することが可能となる。
確率の高いデータのみキャッシュバッファに保持してお
くことで、キャッシュバッファを有効に使用することが
可能となり、ホスト装置からのリード要求に対するキャ
ッシュバッファでのヒット効率（パフォーマンス）を向
上させるディスク装置を提供することが可能となる。
【００１５】更に、本発明にかかるディスク装置のキャ
ッシュ制御方法は、ｃ領域、ｄ領域の物理アドレスを求
め、ホスト装置が要求したｂ領域のデータを読み出した
後、現在のディスク上の物理位置からヘッドをシーク
し、各領域の読み出しを実行した場合に、短い時間で読
み出しを行える領域から先にディスク読み出しを実行
し、キャッシュバッファにデータを保持していくことを
特徴とするものである。
ッシュ制御方法は、ｃ領域、ｄ領域の物理アドレスを求
め、ホスト装置が要求したｂ領域のデータを読み出した
後、現在のディスク上の物理位置からヘッドをシーク
し、各領域の読み出しを実行した場合に、短い時間で読
み出しを行える領域から先にディスク読み出しを実行
し、キャッシュバッファにデータを保持していくことを
特徴とするものである。
【００１６】これにより、回転待ちの生じないデータの
高速且つ高効率なキャッシングが実行可能となり、ホス
ト装置からのリード要求に対するキャッシュバッファで
のヒット効率（パフォーマンス）の高いデータをいち早
くキャッシュバッファに読み出すことが可能でスループ
ットパフォーマンスの高いディスク装置のキャッシュ制
御方法を提供することが可能となる。
高速且つ高効率なキャッシングが実行可能となり、ホス
ト装置からのリード要求に対するキャッシュバッファで
のヒット効率（パフォーマンス）の高いデータをいち早
くキャッシュバッファに読み出すことが可能でスループ
ットパフォーマンスの高いディスク装置のキャッシュ制
御方法を提供することが可能となる。
【００１７】
【発明の実施の形態】以下、図面を参照しながら、この
発明を情報記録再生装置としてのハードディスクドライ
ブ（以下ＨＤＤと称する）に適用した実施の形態につい
て詳細に説明する。
発明を情報記録再生装置としてのハードディスクドライ
ブ（以下ＨＤＤと称する）に適用した実施の形態につい
て詳細に説明する。
【００１８】まず図１を用いて本発明の実施形態に係る
ＨＤＤのブロック構成を説明する。同図において、ＣＰ
Ｕ１はＨＤＤ全体の制御およびモータドライバ２の制御
を時分割を行うものである。
ＨＤＤのブロック構成を説明する。同図において、ＣＰ
Ｕ１はＨＤＤ全体の制御およびモータドライバ２の制御
を時分割を行うものである。
【００１９】モータドライバ２はＣＰＵ１からの制御に
より磁気ディスク３を定常回転させるためのスピンドル
モータ（ＳＰＭ）４および磁気ヘッド５を磁気ディスク
３面状の目的の位置（トラック）に、磁気ディスク面に
所定の間隔を維持して浮上した状態で移動させるための
ボイスコイルモータ（ＶＣＭ）６を駆動するための電流
をスピンドルモータ（ＳＰＭ）４およびボイスコイルモ
ータ（ＶＣＭ）６に流す。
より磁気ディスク３を定常回転させるためのスピンドル
モータ（ＳＰＭ）４および磁気ヘッド５を磁気ディスク
３面状の目的の位置（トラック）に、磁気ディスク面に
所定の間隔を維持して浮上した状態で移動させるための
ボイスコイルモータ（ＶＣＭ）６を駆動するための電流
をスピンドルモータ（ＳＰＭ）４およびボイスコイルモ
ータ（ＶＣＭ）６に流す。
【００２０】ＣＰＵバス１４にはＣＰＵ１が実行すべき
プログラムが記録されている読み出し専用メモリである
ＲＯＭ６および変数等を記録するのに使用するための書
き換え可能なランダムアクセスメモリ７とハードディス
クコントローラ（ＨＤＣ）８およびＨＤＤ全体の制御に
必要な諸信号の生成を行うゲートアレイ９が接続されて
いる。
プログラムが記録されている読み出し専用メモリである
ＲＯＭ６および変数等を記録するのに使用するための書
き換え可能なランダムアクセスメモリ７とハードディス
クコントローラ（ＨＤＣ）８およびＨＤＤ全体の制御に
必要な諸信号の生成を行うゲートアレイ９が接続されて
いる。
【００２１】ハードディスクコントローラ（ＨＤＣ）８
およびゲートアレイ９の制御用レジスタ１ｂは、ＣＰＵ
１のメモリ領域１ａの一部に割り当てられており、ＣＰ
Ｕ１がこの領域に対して読み出しおよび書き込みを行な
うことでハードディスクコントローラ（ＨＤＣ）８およ
びゲートアレイ９の制御を行なう。
およびゲートアレイ９の制御用レジスタ１ｂは、ＣＰＵ
１のメモリ領域１ａの一部に割り当てられており、ＣＰ
Ｕ１がこの領域に対して読み出しおよび書き込みを行な
うことでハードディスクコントローラ（ＨＤＣ）８およ
びゲートアレイ９の制御を行なう。
【００２２】ハードディスクコントローラ（ＨＤＣ）８
はＣＰＵバス１４以外に、ゲートアレイ９、キャッシュ
バッファとして使用されるバッファＲＡＭ１０、リード
／ライトＩＣ１１に接続されている。
はＣＰＵバス１４以外に、ゲートアレイ９、キャッシュ
バッファとして使用されるバッファＲＡＭ１０、リード
／ライトＩＣ１１に接続されている。
【００２３】読み出し時、磁気ディスク３から磁気ヘッ
ド５によって読み出され、ヘッドＩＣ１２によって増幅
されたアナログ信号は、リード／ライトＩＣ１１によっ
て符号化され、ハードディスクコントローラ（ＨＤＣ）
８はこれをゲートアレイ９からの制御用の各信号に従っ
て処理することによりホストシステム１３に転送すべき
データを生成する。このデータは一旦バッファＲＡＭ
（キャッシュバッファ）１０に格納されてからホストシ
ステム１３に転送される。
ド５によって読み出され、ヘッドＩＣ１２によって増幅
されたアナログ信号は、リード／ライトＩＣ１１によっ
て符号化され、ハードディスクコントローラ（ＨＤＣ）
８はこれをゲートアレイ９からの制御用の各信号に従っ
て処理することによりホストシステム１３に転送すべき
データを生成する。このデータは一旦バッファＲＡＭ
（キャッシュバッファ）１０に格納されてからホストシ
ステム１３に転送される。
【００２４】書き込み時、ホストシステム１３からハー
ドディスクコントローラ（ＨＤＣ）８に転送されたデー
タは一旦バッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０に
格納された後、ゲートアレイ９からの制御用の各信号に
したがって、ハードディスクコントローラ（ＨＤＣ）８
によって符号化され、リード／ライトＩＣ１１によって
書き込み用の信号に変換され、ヘッドＩＣ１２を経由し
て磁気ヘッド５によって磁気ディスク３に書込まれる。
ドディスクコントローラ（ＨＤＣ）８に転送されたデー
タは一旦バッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０に
格納された後、ゲートアレイ９からの制御用の各信号に
したがって、ハードディスクコントローラ（ＨＤＣ）８
によって符号化され、リード／ライトＩＣ１１によって
書き込み用の信号に変換され、ヘッドＩＣ１２を経由し
て磁気ヘッド５によって磁気ディスク３に書込まれる。
【００２５】バッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１
０はリングバッファとして使用され、図２に示すように
磁気ディスク３とバッファＲＡＭ（キャッシュバッフ
ァ）１０との間のデータ転送によってその転送長だけ進
むディスクポインタ１０１と、ホスト装置１３とバッフ
ァＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０との間のデータ転
送によってその転送長だけ進むホストポインタ１０２に
よって管理される。
０はリングバッファとして使用され、図２に示すように
磁気ディスク３とバッファＲＡＭ（キャッシュバッフ
ァ）１０との間のデータ転送によってその転送長だけ進
むディスクポインタ１０１と、ホスト装置１３とバッフ
ァＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０との間のデータ転
送によってその転送長だけ進むホストポインタ１０２に
よって管理される。
【００２６】ディスクポインタ１０１、ホストポインタ
１０２ともバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０
の上限まで達し、そこから更に進める必要が生じた場合
には、バッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０の下
限に戻る、いわゆる、ラップ処理を行うようになってい
る。
１０２ともバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０
の上限まで達し、そこから更に進める必要が生じた場合
には、バッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０の下
限に戻る、いわゆる、ラップ処理を行うようになってい
る。
【００２７】読み出し時、データが磁気ディスク３から
読み出されると、ディスクポインタ１０１はデータ読み
出し量だけ進み、これによって常に次にデータが書き込
まれるべきバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０
上の位置を保持する。これに対してホストポインタ１０
２は読み込んだデータをホスト装置１３に転送するとこ
の点送量だけ進み、これによって常に次にホスト装置１
３に転送すべきデータのバッファＲＡＭ（キャッシュバ
ッファ）１０上の位置を保持する。ホスト装置１３への
データ転送制御はホストポインタ１０２がディスクポイ
ンタ１０１を追い越さないようにすることで行われてい
る。
読み出されると、ディスクポインタ１０１はデータ読み
出し量だけ進み、これによって常に次にデータが書き込
まれるべきバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０
上の位置を保持する。これに対してホストポインタ１０
２は読み込んだデータをホスト装置１３に転送するとこ
の点送量だけ進み、これによって常に次にホスト装置１
３に転送すべきデータのバッファＲＡＭ（キャッシュバ
ッファ）１０上の位置を保持する。ホスト装置１３への
データ転送制御はホストポインタ１０２がディスクポイ
ンタ１０１を追い越さないようにすることで行われてい
る。
【００２８】次に、書き込み時では、データがホスト装
置１３からバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０
へ転送されるとホストポインタ１０２はデータ転送量だ
け進み、これによって常に次にホスト装置１３からのデ
ータが入るべきバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）
１０の位置を保持する。これに対してディスクポインタ
１０１はバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０内
のデータを磁気ディスク３に書き込むと、この書き込み
量だけ進み、これによって常に次に磁気ディスク３に書
き込むべきデータがバッファＲＡＭ（キャッシュバッフ
ァ）１０上の位置を保持する。磁気ディスク３への書き
込み制御はディスクポインタ１０１がホストポインタ１
０２を追い越さないようにすることで行なわれる。
置１３からバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０
へ転送されるとホストポインタ１０２はデータ転送量だ
け進み、これによって常に次にホスト装置１３からのデ
ータが入るべきバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）
１０の位置を保持する。これに対してディスクポインタ
１０１はバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０内
のデータを磁気ディスク３に書き込むと、この書き込み
量だけ進み、これによって常に次に磁気ディスク３に書
き込むべきデータがバッファＲＡＭ（キャッシュバッフ
ァ）１０上の位置を保持する。磁気ディスク３への書き
込み制御はディスクポインタ１０１がホストポインタ１
０２を追い越さないようにすることで行なわれる。
【００２９】次に、図３を用いて本発明の実施形態に係
るキャッシュ制御動作を、バッファＲＡＭ（キャッシュ
バッファ）１０への読み出しを例にとり説明する。
るキャッシュ制御動作を、バッファＲＡＭ（キャッシュ
バッファ）１０への読み出しを例にとり説明する。
【００３０】ホスト装置１３よりアドレスｂの読み出し
要求があった場合、ＲＡＭ７に保存した以前のホスト装
置１３からの読み出し要求アドレスａと比較する。この
とき、アドレスａとアドレスｂの領域の差をｘとする
と、次に読み出し要求される領域は、アドレスｂからｘ
はなれたアドレスｃの領域である確立が高いと判定す
る。この判定に基づき、ホスト装置１３から読み出し要
求のあったアドレスｂの領域を磁気ディスク３から読み
出し、ホスト装置１３に転送した後、アドレスｃの領域
の磁気ディスク３からの読み出しを実施し、データをバ
ッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０に保持する。
要求があった場合、ＲＡＭ７に保存した以前のホスト装
置１３からの読み出し要求アドレスａと比較する。この
とき、アドレスａとアドレスｂの領域の差をｘとする
と、次に読み出し要求される領域は、アドレスｂからｘ
はなれたアドレスｃの領域である確立が高いと判定す
る。この判定に基づき、ホスト装置１３から読み出し要
求のあったアドレスｂの領域を磁気ディスク３から読み
出し、ホスト装置１３に転送した後、アドレスｃの領域
の磁気ディスク３からの読み出しを実施し、データをバ
ッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０に保持する。
【００３１】また、アドレスｃの領域の読み出し後、更
にｘ離れたアドレスｄの領域を読み出しバッファＲＡＭ
（キャッシュバッファ）１０に保持していく。このよう
に、以後に読み出し要求される確立の高いデータのみバ
ッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０に保存してお
くことで、バッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０
を有効に使用し、パフォーマンスを向上させることが可
能となる。
にｘ離れたアドレスｄの領域を読み出しバッファＲＡＭ
（キャッシュバッファ）１０に保持していく。このよう
に、以後に読み出し要求される確立の高いデータのみバ
ッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０に保存してお
くことで、バッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０
を有効に使用し、パフォーマンスを向上させることが可
能となる。
【００３２】次に、アドレスｃ領域、アドレスｄ領域の
物理アドレスを求める。
物理アドレスを求める。
【００３３】ホスト装置１３が要求したアドレスｂ領域
の読み出し後、現在の磁気ディスク３上での物理位置か
ら、磁気ヘッド５を移動（シーク）して、各領域の読み
出しを実施した場合に、短い時間で読み出しを行える領
域から先に磁気ディスク３からの読み出しを実行し、バ
ッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０にデータを保
存していく。すなわち、磁気ディスク３の１回転に伴っ
て、磁気ヘッド５の半径方向のシーク動作に関係なく、
順番に読み取ることができるアドレス領域のデータから
読み出して、バッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１
０に保持していく方法である。
の読み出し後、現在の磁気ディスク３上での物理位置か
ら、磁気ヘッド５を移動（シーク）して、各領域の読み
出しを実施した場合に、短い時間で読み出しを行える領
域から先に磁気ディスク３からの読み出しを実行し、バ
ッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０にデータを保
存していく。すなわち、磁気ディスク３の１回転に伴っ
て、磁気ヘッド５の半径方向のシーク動作に関係なく、
順番に読み取ることができるアドレス領域のデータから
読み出して、バッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１
０に保持していく方法である。
【００３４】具体的に言うと、例えば、アドレスｂの領
域からアドレスｃの領域に磁気ヘッド５を移動（シー
ク）するのに必要な時間と、磁気ディスク３の回転待ち
時間の和であるｃｔと、同じくアドレスｄの領域に磁気
ヘッド５を移動（シーク）するのに必要な時間と、磁気
ディスク３の回転待ち時間の和であるｄｔとを比較し、
短い方から先に読み出しを実施する。
域からアドレスｃの領域に磁気ヘッド５を移動（シー
ク）するのに必要な時間と、磁気ディスク３の回転待ち
時間の和であるｃｔと、同じくアドレスｄの領域に磁気
ヘッド５を移動（シーク）するのに必要な時間と、磁気
ディスク３の回転待ち時間の和であるｄｔとを比較し、
短い方から先に読み出しを実施する。
【００３５】これによりホスト装置１３からのリード要
求は論理アドレス順ではあるが、磁気ディスク３上では
必ずしも連続していない物理アドレスに配置されたデー
タを要求された論理アドレス順に読み出しを実施した場
合より短時間でバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）
１０への読み出しが可能になる場合があり、ＨＤＤのパ
フォーマンスが向上する。
求は論理アドレス順ではあるが、磁気ディスク３上では
必ずしも連続していない物理アドレスに配置されたデー
タを要求された論理アドレス順に読み出しを実施した場
合より短時間でバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）
１０への読み出しが可能になる場合があり、ＨＤＤのパ
フォーマンスが向上する。
【００３６】上述の実施形態における磁気ヘッド５によ
る磁気ディスク４上のデータの読み出し動作（磁気ヘッ
ド５の動き）を図４、図５を用いて説明する。
る磁気ディスク４上のデータの読み出し動作（磁気ヘッ
ド５の動き）を図４、図５を用いて説明する。
【００３７】ｃｔ＜ｄｔの場合、図４に示すように、ア
ドレスｂの領域の読み出しの後、アドレスｃ、アドレス
ｄの順にバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０に
読み出しを実施するように磁気ヘッド５が移動し、デー
タの読み出しが行われる。
ドレスｂの領域の読み出しの後、アドレスｃ、アドレス
ｄの順にバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）１０に
読み出しを実施するように磁気ヘッド５が移動し、デー
タの読み出しが行われる。
【００３８】また、ｄｔ＜ｃｔの場合、図５に示すよう
に、アドレスｂの領域の読み出しの後、アドレスｄ、ア
ドレスｃの順にバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）
１０に読み出しを実施するように磁気ヘッド５が移動
し、データの読み出しが行われる。
に、アドレスｂの領域の読み出しの後、アドレスｄ、ア
ドレスｃの順にバッファＲＡＭ（キャッシュバッファ）
１０に読み出しを実施するように磁気ヘッド５が移動
し、データの読み出しが行われる。
【００３９】このようなキャッシュ制御方法によれば、
スキップ要求の場合においても、ホスト装置から読み出
し要求されると予想されるデータのみを先読みしてキャ
ッシュバッファに蓄えることで、ホスト装置からのリー
ド要求に対するキャッシュバッファでのヒット効率（パ
フォーマンス）を向上させるディスク装置及び同装置の
キャッシュ制御方法を提供することが可能となる。
スキップ要求の場合においても、ホスト装置から読み出
し要求されると予想されるデータのみを先読みしてキャ
ッシュバッファに蓄えることで、ホスト装置からのリー
ド要求に対するキャッシュバッファでのヒット効率（パ
フォーマンス）を向上させるディスク装置及び同装置の
キャッシュ制御方法を提供することが可能となる。
【００４０】なお、本実施例において磁気ディスク装置
であるＨＤＤを例に構造、動作を説明したが、これに限
るものではない。ホスト装置に接続され、ホスト装置か
らの要求によってディスクに対しデータを読み書きす
る、例えば光ディスク装置、光磁気ディスク装置につい
ても、上記同様の作用効果を得ることができることは言
うまでもない。
であるＨＤＤを例に構造、動作を説明したが、これに限
るものではない。ホスト装置に接続され、ホスト装置か
らの要求によってディスクに対しデータを読み書きす
る、例えば光ディスク装置、光磁気ディスク装置につい
ても、上記同様の作用効果を得ることができることは言
うまでもない。
【００４１】
【発明の効果】以上詳述したように、本発明によれば、
ホスト装置から読出し要求のあったアドレス情報を保存
するアドレス保存手段に保持し、この保存されているア
ドレス情報から参照し、ホスト装置からの読出し要求が
スキップ要求であるか否かを判定し、この読み出し要求
がスキップ要求であると判定された場合、このスキップ
要求により次に読出すアドレスであるスキップアドレス
を算出し、算出されたスキップアドレスで指定された領
域の情報を選択して読出すとともに、これにより読出さ
れた情報を一時的にバッファＲＡＭ（キャッシュバッフ
ァ）に保存するようにすることで、ホスト装置からの読
み出し要求にヒットする可能性の高いデータのみキャッ
シュバッファに蓄えておくとが可能となるため、ホスト
装置からのリード要求に対するキャッシュバッファでの
ヒット効率（パフォーマンス）を向上させるディスク装
置を提供することができる。
ホスト装置から読出し要求のあったアドレス情報を保存
するアドレス保存手段に保持し、この保存されているア
ドレス情報から参照し、ホスト装置からの読出し要求が
スキップ要求であるか否かを判定し、この読み出し要求
がスキップ要求であると判定された場合、このスキップ
要求により次に読出すアドレスであるスキップアドレス
を算出し、算出されたスキップアドレスで指定された領
域の情報を選択して読出すとともに、これにより読出さ
れた情報を一時的にバッファＲＡＭ（キャッシュバッフ
ァ）に保存するようにすることで、ホスト装置からの読
み出し要求にヒットする可能性の高いデータのみキャッ
シュバッファに蓄えておくとが可能となるため、ホスト
装置からのリード要求に対するキャッシュバッファでの
ヒット効率（パフォーマンス）を向上させるディスク装
置を提供することができる。
【図１】 本発明の実施形態に係る磁気ディスク装置の
全体の構造を示すブロック図。
全体の構造を示すブロック図。
【図２】 本発明の実施形態に係るバッファＲＡＭ（キ
ャッシュバッファ）とポインタの関係を表す概念図。
ャッシュバッファ）とポインタの関係を表す概念図。
【図３】 本発明の実施形態に係るスキップアクセス動
作を説明する動作概念図。
作を説明する動作概念図。
【図４】 本発明の実施形態に係る磁気ディスク上のデ
ータの読み出し動作（ヘッドの移動動作）を説明する図
（読み出し順序変更なし）。
ータの読み出し動作（ヘッドの移動動作）を説明する図
（読み出し順序変更なし）。
【図５】 本発明の実施形態に係る磁気ディスク上のデ
ータの読み出し動作（ヘッドの移動動作）を説明する図
（読み出し順序変更あり）。
ータの読み出し動作（ヘッドの移動動作）を説明する図
（読み出し順序変更あり）。
【図６】 本発明の実施形態に係るキャッシュ制御方法
を説明するフローチャート。
を説明するフローチャート。
【図７】 本発明の実施形態に係るキャッシュ制御方法
の物理アドレス判定読み出し方法を説明するサブルーチ
ンフローチャート。
の物理アドレス判定読み出し方法を説明するサブルーチ
ンフローチャート。
１……ＣＰＵ
１ａ…キャッシュメモリ
１ｂ…制御用レジスタ
２……モータドライバ
３……磁気ディスク
４……スピンドルモータ（ＳＰＭ）
５……磁気ヘッド
６……ボイスコイルモータ（ＶＣＭ）
７……ＲＡＭ
８……ハードディスクコントローラ（ＨＤＣ）
９……ゲートアレイ
１０…バッファＲＡＭ
１１……リード／ライトＩＣ
１２…ヘッドＩＣ
１３…ホストシステム
１０１…ディスクポインタ
１０２…ホストポインタ
フロントページの続き
(51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考）
Ｇ１１Ｂ 20/10 Ｇ１１Ｂ 20/10 Ａ
Ｄ
３２１ ３２１Ｚ
Claims (6)
- 【請求項１】 ホスト装置から読出し要求のあったアド
レス情報を保存するアドレス保存手段と、 前記アドレス保存手段に保存されている前記アドレス情
報から、前記ホスト装置からの読出し要求がスキップ要
求であるか否かを判定するスキップ要求判定手段と、 前記スキップ要求判定手段により、前記ホスト装置から
の読出し要求がスキップ要求であると判定された場合、
前記スキップ要求により次に読出すアドレスであるスキ
ップアドレスを算出するスキップアドレス算出手段と、 前記スキップアドレス算出手段により算出された前記ス
キップアドレスにより指定された領域の情報を選択して
読出すスキップ読出し手段と、 前記スキップ読出し手段により読出された情報を一時的
に保存するスキップキャッシュ手段と、 を有することを特徴とするディスク装置。 - 【請求項２】 前記スキップ要求判定手段により、複数
のスキップ要求があると判定された場合、前記複数のス
キップ要求各々に対応する読出しアドレスであるスキッ
プアドレスを算出するスキップアドレス算出手段と、 前記スキップアドレス算出手段により算出された各々の
読出しアドレスのディスク上での物理アドレスを算出す
る物理アドレス算出手段と、 前記物理アドレス算出手段により算出された物理アドレ
ス上に記録されたデータの読出しが開始できるまでの時
間をカウントする読出し開始時間カウント手段と、 前記アクセス要求のそれぞれを前記読出し開始時間カウ
ント手段によるカウント値の小さい順に順番を並べ替え
るソート手段と、 前記ソート手段により並べ替えた順番にディスクから情
報を読出す読出し制御手段とを持つことを特徴とする請
求項１記載のディスク装置。 - 【請求項３】 前記ディスクは磁気的情報の記録再生が
可能な媒体であることを特徴とする請求項２記載のディ
スク装置。 - 【請求項４】 ホスト装置から読出し要求のあったアド
レス情報をアドレス保持手段に保存するステップと、 前記アドレス保存手段に保存されている前記アドレス情
報から、前記ホスト装置からの読出し要求がスキップ要
求であるか否かをスキップ要求判定手段により判定する
ステップと、 前記スキップ要求判定手段により、前記ホスト装置から
の読出し要求がスキップ要求であると判定された場合、
前記スキップ要求により次に読出すアドレスであるスキ
ップアドレスをスキップアドレス算出手段により算出す
るステップと、 前記スキップアドレス算出手段により算出された前記ス
キップアドレスにより指定された領域の情報を選択して
スキップ読出し手段により読出す出すステップと、 前記スキップ読出し手段により読出された情報を一時的
にスキップキャッシュ手段に保存するステップと、 からなるキャッシュ制御方法。 - 【請求項５】 前記スキップ要求判定手段により、複数
のスキップ要求があると判定された場合、前記複数のス
キップ要求各々に対応する読出しアドレスであるスキッ
プアドレスをスキップアドレス算出手段により算出する
ステップと、 前記スキップアドレス算出手段により算出された各々の
読出しアドレスのディスク上での物理アドレスを物理ア
ドレス算出手段により算出するステップと、 前記物理アドレス算出手段により算出された物理アドレ
ス上に記録されたデータの読出しが開始できるまでの時
間を読出し開始時間カウント手段によりカウントするス
テップと、 前記アクセス要求のそれぞれを前記読出し開始時間カウ
ント手段によるカウント値の小さい順にソート手段によ
り順番を並べ替えるステップと、 前記ソート手段により並べ替えた順番にディスクから読
出し制御手段により情報を読出すステップとからなる請
求項４記載のキャッシュ制御方法。 - 【請求項６】 前記ディスクは磁気的情報の記録再生が
可能な媒体であることを特徴とする請求項５記載のキャ
ッシュ制御方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001395745A JP2003196155A (ja) | 2001-12-27 | 2001-12-27 | ディスク装置及び同装置のキャッシュ制御方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001395745A JP2003196155A (ja) | 2001-12-27 | 2001-12-27 | ディスク装置及び同装置のキャッシュ制御方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2003196155A true JP2003196155A (ja) | 2003-07-11 |
Family
ID=27602042
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001395745A Pending JP2003196155A (ja) | 2001-12-27 | 2001-12-27 | ディスク装置及び同装置のキャッシュ制御方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2003196155A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2006004387A (ja) * | 2004-06-21 | 2006-01-05 | Ricoh Co Ltd | 情報処理装置及び情報処理方法 |
-
2001
- 2001-12-27 JP JP2001395745A patent/JP2003196155A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2006004387A (ja) * | 2004-06-21 | 2006-01-05 | Ricoh Co Ltd | 情報処理装置及び情報処理方法 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US6779081B2 (en) | Apparatus and method for defragmentation in disk storage system | |
| US7853761B2 (en) | Classifying write commands into groups based on cumulated flush time | |
| US6523086B1 (en) | Method for improving performance of read cache of magnetic disk drive | |
| JPH11110139A (ja) | データ読み取り方法及びデータ読み取り装置 | |
| JP2007304691A (ja) | ディスク装置及び回転型記憶装置の先読み制御方法 | |
| JPH06314177A (ja) | 磁気ディスク装置及びアクセス方法 | |
| JP2003196155A (ja) | ディスク装置及び同装置のキャッシュ制御方法 | |
| JP2845658B2 (ja) | データ記録再生装置のアクセス制御装置 | |
| JPH10171713A (ja) | ディスク記憶装置及び同装置に適用するキャッシュ制御方法 | |
| JPH0944315A (ja) | 記憶装置及びその方法 | |
| JP2914834B2 (ja) | 磁気ディスク装置 | |
| JP2010044820A (ja) | 記録装置及び記録方法 | |
| JP3080758B2 (ja) | 磁気ディスク装置 | |
| JP2009087460A (ja) | ディスク記憶装置のコマンド処理方法 | |
| JPH10208255A (ja) | 光ディスク再生方法及び光ディスク装置 | |
| JP2000222137A (ja) | ディスク記憶装置及び同装置におけるバッファ制御方法 | |
| JPH11232037A (ja) | ディスクキャッシュライト機能を持った磁気ディスク装置 | |
| JP3735495B2 (ja) | ディスク制御装置 | |
| JP2000181798A (ja) | ディスク装置のキャッシュ制御方式 | |
| JPH11232046A (ja) | 磁気ディスク装置 | |
| JPH0695808A (ja) | 磁気ディスク装置 | |
| JP2001265534A (ja) | アクセス制御方法及びこれを用いたディスク装置 | |
| JPH10106143A (ja) | 光ディスク記録再生装置 | |
| JPH0820931B2 (ja) | ディスク装置 | |
| JPH1116269A (ja) | 光ディスク再生方法及び光ディスク装置 |