JPH04311216A - 外部記憶制御装置 - Google Patents
外部記憶制御装置Info
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- JPH04311216A JPH04311216A JP7628491A JP7628491A JPH04311216A JP H04311216 A JPH04311216 A JP H04311216A JP 7628491 A JP7628491 A JP 7628491A JP 7628491 A JP7628491 A JP 7628491A JP H04311216 A JPH04311216 A JP H04311216A
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Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、コンピュータシステム
において、ハードディスク装置等の外部記憶装置のアク
セス制御を実行し、キャッシュメモリ方式を備えた外部
記憶制御装置に関する。
において、ハードディスク装置等の外部記憶装置のアク
セス制御を実行し、キャッシュメモリ方式を備えた外部
記憶制御装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来、コンピュータシステムでは、ハー
ドディスク装置（ＨＤＤ）等の外部記憶装置が使用され
ている。ＨＤＤは大容量の記憶媒体を有し、通常ではフ
ァイル装置として使用されている。
ドディスク装置（ＨＤＤ）等の外部記憶装置が使用され
ている。ＨＤＤは大容量の記憶媒体を有し、通常ではフ
ァイル装置として使用されている。
【０００３】ＨＤＤは、ディスクコントローラ（ＨＤＣ
）により駆動制御されて、ホストコンピュータに対して
データのリード／ライトを行なう。ＨＤＣは、ホストコ
ンピュータからリードコマンド（アクセス命令）を受信
すると、リード要求のセクタのデータをＨＤＤからアク
セスし、ホストコンピュータに転送する制御を実行する
。
）により駆動制御されて、ホストコンピュータに対して
データのリード／ライトを行なう。ＨＤＣは、ホストコ
ンピュータからリードコマンド（アクセス命令）を受信
すると、リード要求のセクタのデータをＨＤＤからアク
セスし、ホストコンピュータに転送する制御を実行する
。
【０００４】ところで、ＨＤＤ等の外部記憶装置は、シ
ステムのメインメモリと比較して、データアクセス速度
が低速である。このため、ホストコンピュータがＨＤＤ
をアクセスして要求データをリードするまで、かなりの
時間を要する。
ステムのメインメモリと比較して、データアクセス速度
が低速である。このため、ホストコンピュータがＨＤＤ
をアクセスして要求データをリードするまで、かなりの
時間を要する。
【０００５】このような問題点を解消するために、キャ
ッシュメモリ方式を採用したＨＤＣが開発されている。 このＨＤＣは、ＨＤＤに記憶されているデータの一部（
セクタ単位）をバッファメモリに格納している。ホスト
コンピュータからアクセス命令があると、ＨＤＣはバッ
ファメモリに要求データが格納されているか否かを判定
する。格納されていれば（ヒット）、ＨＤＣは要求デー
タをバッファメモリからアクセスして、ホストコンピュ
ータに転送する。
ッシュメモリ方式を採用したＨＤＣが開発されている。 このＨＤＣは、ＨＤＤに記憶されているデータの一部（
セクタ単位）をバッファメモリに格納している。ホスト
コンピュータからアクセス命令があると、ＨＤＣはバッ
ファメモリに要求データが格納されているか否かを判定
する。格納されていれば（ヒット）、ＨＤＣは要求デー
タをバッファメモリからアクセスして、ホストコンピュ
ータに転送する。
【０００６】一方、格納されていなければ、ＨＤＣは要
求データをＨＤＤからアクセスし、ホストコンピュータ
に転送すると共に、バッファメモリに格納する制御を行
なう。このとき、ＨＤＣが要求データのセクタと連続す
るセクタを先読みデータとしてアクセスし、バッファメ
モリに格納する先読みキャッシュ方式がある。これによ
り、次に、ホストコンピュータがアクセス要求するデー
タがバッファメモリに格納される確率が高くなり、結果
的に、ＨＤＤのアクセス速度を高速化することが可能と
なる。
求データをＨＤＤからアクセスし、ホストコンピュータ
に転送すると共に、バッファメモリに格納する制御を行
なう。このとき、ＨＤＣが要求データのセクタと連続す
るセクタを先読みデータとしてアクセスし、バッファメ
モリに格納する先読みキャッシュ方式がある。これによ
り、次に、ホストコンピュータがアクセス要求するデー
タがバッファメモリに格納される確率が高くなり、結果
的に、ＨＤＤのアクセス速度を高速化することが可能と
なる。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】キャッシュメモリ方式
を採用したＨＤＣにより、ＨＤＤ等の外部記憶装置のデ
ータアクセス速度の高速化を図ることができる。ところ
で、ＨＤＣが有するバッファメモリは、通常ではＦＩＦ
Ｏ（ｆｉｒｓｔ−ｉｎ−ｆｉｒｓｔ−ｏｕｔ）方式によ
り制御されている。このため、前記のような先読みキャ
ッシュ方式を採用した場合に、ホストコンピュータから
のリード要求がＨＤＤの異なる位置（記録媒体のセクタ
）に対して交互に実行された場合に、バッファメモリに
格納された先読みデータが無効になるような事態が発生
する。
を採用したＨＤＣにより、ＨＤＤ等の外部記憶装置のデ
ータアクセス速度の高速化を図ることができる。ところ
で、ＨＤＣが有するバッファメモリは、通常ではＦＩＦ
Ｏ（ｆｉｒｓｔ−ｉｎ−ｆｉｒｓｔ−ｏｕｔ）方式によ
り制御されている。このため、前記のような先読みキャ
ッシュ方式を採用した場合に、ホストコンピュータから
のリード要求がＨＤＤの異なる位置（記録媒体のセクタ
）に対して交互に実行された場合に、バッファメモリに
格納された先読みデータが無効になるような事態が発生
する。
【０００８】即ち、ホストコンピュータからのリード要
求が記録媒体の複数の位置に対して、シーケンシャルに
実行されるときに、リード位置が移動する毎に、前にバ
ッファメモリに格納した先読みデータが次のリードによ
り無効になる。このため、特にマルチタスクＯＳの制御
の下で、ホストコンピュータがＨＤＤをアクセスするよ
うな場合には、ＨＤＤのアクセス速度の高速化を実現で
きないことがある。
求が記録媒体の複数の位置に対して、シーケンシャルに
実行されるときに、リード位置が移動する毎に、前にバ
ッファメモリに格納した先読みデータが次のリードによ
り無効になる。このため、特にマルチタスクＯＳの制御
の下で、ホストコンピュータがＨＤＤをアクセスするよ
うな場合には、ＨＤＤのアクセス速度の高速化を実現で
きないことがある。
【０００９】本発明の目的は、先読みキャッシュ方式を
採用した外部記憶制御装置において、外部記憶装置の複
数のアクセス位置に対して交互にアクセスするような場
合でも、先読みキャッシュ方式を有効に機能させて、外
部記憶装置のアクセス速度の高速化を確実に実現するこ
とにある。
採用した外部記憶制御装置において、外部記憶装置の複
数のアクセス位置に対して交互にアクセスするような場
合でも、先読みキャッシュ方式を有効に機能させて、外
部記憶装置のアクセス速度の高速化を確実に実現するこ
とにある。
【００１０】
【課題を解決するための手段】本発明は、ホストコンピ
ュータからの命令に応じて外部記憶手段の制御を実行す
る外部記憶制御装置において、外部記憶装置からリード
要求データをアクセスするときに、このリード要求デー
タと先読みデータを格納するバッファメモリ手段を有す
る。バッファメモリ手段は、例えば複数のセクタ単位か
らなるブロック単位のデータを一時的に格納する。
ュータからの命令に応じて外部記憶手段の制御を実行す
る外部記憶制御装置において、外部記憶装置からリード
要求データをアクセスするときに、このリード要求デー
タと先読みデータを格納するバッファメモリ手段を有す
る。バッファメモリ手段は、例えば複数のセクタ単位か
らなるブロック単位のデータを一時的に格納する。
【００１１】さらに、本装置は、バッファメモリ手段に
格納されたデータおよび未使用エリアを管理するための
ブロック管理メモリ手段、ホストコンピュータからのリ
ード要求に応じてデータのアクセス制御を行なう第１の
制御手段およびリード要求データと先読みデータをバッ
ファメモリ手段に格納するときの制御を行なう第２の制
御手段とを備えている。
格納されたデータおよび未使用エリアを管理するための
ブロック管理メモリ手段、ホストコンピュータからのリ
ード要求に応じてデータのアクセス制御を行なう第１の
制御手段およびリード要求データと先読みデータをバッ
ファメモリ手段に格納するときの制御を行なう第２の制
御手段とを備えている。
【００１２】
【作用】本発明では、ブロック管理メモリ手段は、バッ
ファメモリ手段の格納エリアの中で未使用エリアをブロ
ック単位に管理する未使用管理情報を格納し、かつバッ
ファメモリ手段に格納されたブロック単位のデータを管
理するデータ管理情報を格納する。第１の制御手段は、
ホストコンピュータからのリード要求に応じて、ブロッ
ク管理メモリ手段に格納されたデータ管理情報に基づい
てバッファメモリ手段にリード要求データが格納されて
いるか否かを判定し、格納されている場合にはバッファ
メモリ手段からリード要求データをアクセスし、格納さ
れていない場合には外部記憶手段からリード要求データ
をアクセスする。さらに、第２の制御手段は、第１の制
御手段が外部記憶手段からアクセスするときに、リード
要求データに関連するアクセス単位のデータを先読みデ
ータとして外部記憶手段からリードし、先読みデータと
リード要求データと共にブロック単位を構成して未使用
管理情報により指示されるバッファメモリ手段の未使用
エリアに格納する。
ファメモリ手段の格納エリアの中で未使用エリアをブロ
ック単位に管理する未使用管理情報を格納し、かつバッ
ファメモリ手段に格納されたブロック単位のデータを管
理するデータ管理情報を格納する。第１の制御手段は、
ホストコンピュータからのリード要求に応じて、ブロッ
ク管理メモリ手段に格納されたデータ管理情報に基づい
てバッファメモリ手段にリード要求データが格納されて
いるか否かを判定し、格納されている場合にはバッファ
メモリ手段からリード要求データをアクセスし、格納さ
れていない場合には外部記憶手段からリード要求データ
をアクセスする。さらに、第２の制御手段は、第１の制
御手段が外部記憶手段からアクセスするときに、リード
要求データに関連するアクセス単位のデータを先読みデ
ータとして外部記憶手段からリードし、先読みデータと
リード要求データと共にブロック単位を構成して未使用
管理情報により指示されるバッファメモリ手段の未使用
エリアに格納する。
【００１３】
【実施例】以下図面を参照して本発明の実施例を説明す
る。
る。
【００１４】図１は同実施例に係わる外部記憶システム
の構成を示すブロック図である。本システムは、コンピ
ュータシステムの本体であるホストコンピュータ１、外
部記憶装置であるハードディスクドライブ（ＨＤＤ）３
及びＨＤＤ３の制御を行なう外部記憶制御装置であるＨ
ＤＣ２からなる。
の構成を示すブロック図である。本システムは、コンピ
ュータシステムの本体であるホストコンピュータ１、外
部記憶装置であるハードディスクドライブ（ＨＤＤ）３
及びＨＤＤ３の制御を行なう外部記憶制御装置であるＨ
ＤＣ２からなる。
【００１５】ＨＤＣ２は、ホストインターフェース４、
ディスクインターフェース５、ＣＰＵ６、制御メモリ７
、バッファメモリ８及びブロック管理メモリ９を有する
。ホストインターフェース４は、ホストコンピュータ１
との間でデータ及びコマンド等の転送を行なうためのイ
ンターフェースである。ディスクインターフェース５は
、ＨＤＤ３との間でデータの転送を行なうためのインタ
ーフェースである。
ディスクインターフェース５、ＣＰＵ６、制御メモリ７
、バッファメモリ８及びブロック管理メモリ９を有する
。ホストインターフェース４は、ホストコンピュータ１
との間でデータ及びコマンド等の転送を行なうためのイ
ンターフェースである。ディスクインターフェース５は
、ＨＤＤ３との間でデータの転送を行なうためのインタ
ーフェースである。
【００１６】ＣＰＵ６は第１及び第２の制御手段を構成
しており、ＨＤＣ２の全体的制御を行なうマイクロプロ
セッサである。制御メモリ７は、ＣＰＵ６が制御動作を
行なうためのプログラムを格納しているＲＯＭである。 バッファメモリ８は、先読みキャッシュ機能を実行する
ためのメモリであり、ＣＰＵ６により制御される。ブロ
ック管理メモリ９は、本発明の要旨に関係するバッファ
メモリ８の管理情報を格納したメモリである。次に、同
実施例の動作を説明する。
しており、ＨＤＣ２の全体的制御を行なうマイクロプロ
セッサである。制御メモリ７は、ＣＰＵ６が制御動作を
行なうためのプログラムを格納しているＲＯＭである。 バッファメモリ８は、先読みキャッシュ機能を実行する
ためのメモリであり、ＣＰＵ６により制御される。ブロ
ック管理メモリ９は、本発明の要旨に関係するバッファ
メモリ８の管理情報を格納したメモリである。次に、同
実施例の動作を説明する。
【００１７】先ず、ＨＤＤ３は、図４の（Ｂ）に示すよ
うに、複数のディスク（記録媒体）１０、１１を有し、
ＨＤＣ２の制御の下に、セクタ単位のデータのリード／
ライトを行なう。セクタとは、図４の（Ａ）に示すよう
に、ディスク１０、１１の各面に設けられた複数のトラ
ックにおいて、トラック１２を区画した単位記録エリア
である。このセクタ単位がアクセス単位となる。
うに、複数のディスク（記録媒体）１０、１１を有し、
ＨＤＣ２の制御の下に、セクタ単位のデータのリード／
ライトを行なう。セクタとは、図４の（Ａ）に示すよう
に、ディスク１０、１１の各面に設けられた複数のトラ
ックにおいて、トラック１２を区画した単位記録エリア
である。このセクタ単位がアクセス単位となる。
【００１８】図２のステップＳ１に示すように、ホスト
コンピュータ１からリードコマンド（リード要求）が出
力されると、ＨＤＣ２はホストインターフェース４を通
じてリードコマンドを受信する。
コンピュータ１からリードコマンド（リード要求）が出
力されると、ＨＤＣ２はホストインターフェース４を通
じてリードコマンドを受信する。
【００１９】ＣＰＵ６は、リード要求データ（対象セク
タ）がバッファメモリ８に格納されているか否かの判定
を行なう。即ち、ＣＰＵ６は、ブロック管理メモリ９を
検索し、リード要求データに対応する管理情報が存在す
るか否かを判定する（ステップＳ２）。
タ）がバッファメモリ８に格納されているか否かの判定
を行なう。即ち、ＣＰＵ６は、ブロック管理メモリ９を
検索し、リード要求データに対応する管理情報が存在す
るか否かを判定する（ステップＳ２）。
【００２０】ブロック管理メモリ９は、図３の（Ｂ）に
示すように、先読みブロックの管理リスト（データ管理
情報）と未使用ブロックの管理リスト（未使用管理情報
）を格納している。先読みブロックの管理リストは、ブ
ロック単位の先読みデータ（キャッシュデータ）を管理
するための情報テーブルである。ここで、１ブロックは
、例えば４セクタからなり、先頭セクタから連続する４
セクタからなる。先読みブロックの管理リストは、ブロ
ック毎にデータ管理情報を有する。このデータ管理情報
は、先頭セクタ番号（例えばセクタＡ）、先読み総ブロ
ック数（例えば４）、先頭４セクタのブロック番号（例
えば２）、次の４セクタのブロック番号（Ｎ）、３番目
の４セクタのブロック番号および最後の４セクタのブロ
ック番号からなる。
示すように、先読みブロックの管理リスト（データ管理
情報）と未使用ブロックの管理リスト（未使用管理情報
）を格納している。先読みブロックの管理リストは、ブ
ロック単位の先読みデータ（キャッシュデータ）を管理
するための情報テーブルである。ここで、１ブロックは
、例えば４セクタからなり、先頭セクタから連続する４
セクタからなる。先読みブロックの管理リストは、ブロ
ック毎にデータ管理情報を有する。このデータ管理情報
は、先頭セクタ番号（例えばセクタＡ）、先読み総ブロ
ック数（例えば４）、先頭４セクタのブロック番号（例
えば２）、次の４セクタのブロック番号（Ｎ）、３番目
の４セクタのブロック番号および最後の４セクタのブロ
ック番号からなる。
【００２１】一方、バッファメモリ８は、図３の（Ａ）
に示すように、ブロック単位（ブロック番号１〜Ｎ）の
格納エリアを有し、先読みブロックの管理リストに応じ
たブロックの先読みデータを格納している。即ち、例え
ばブロック番号２のエリアには、先頭セクタ番号Ａ〜Ａ
＋３までの４セクタのデータが格納されている。なお、
ブロック番号１，４はそれぞれ空きエリアであり、先読
みデータの格納エリアとしては現在使用されていない未
使用エリアである。
に示すように、ブロック単位（ブロック番号１〜Ｎ）の
格納エリアを有し、先読みブロックの管理リストに応じ
たブロックの先読みデータを格納している。即ち、例え
ばブロック番号２のエリアには、先頭セクタ番号Ａ〜Ａ
＋３までの４セクタのデータが格納されている。なお、
ブロック番号１，４はそれぞれ空きエリアであり、先読
みデータの格納エリアとしては現在使用されていない未
使用エリアである。
【００２２】ホストコンピュータ１からのリード要求の
対象セクタが例えばセクタＡであれば（ステップＳ３の
ＹＥＳ）、ＣＰＵ６はバッファメモリ８からブロック番
号２のエリアをアクセスして、セクタ番号Ａのデータを
リードし、ホストコンピュータ１に転送する（ステップ
Ｓ７）。
対象セクタが例えばセクタＡであれば（ステップＳ３の
ＹＥＳ）、ＣＰＵ６はバッファメモリ８からブロック番
号２のエリアをアクセスして、セクタ番号Ａのデータを
リードし、ホストコンピュータ１に転送する（ステップ
Ｓ７）。
【００２３】一方、データ管理情報に基づいてバッファ
メモリ８には、対象セクタが存在しないと判定した場合
には（ステップＳ３のＮＯ）、ＣＰＵ６はディスクイン
ターフェース５を通じて、ＨＤＤ３をアクセスする（ス
テップＳ４）。即ち、ＣＰＵ６は、ＨＤＤ３のディスク
１０，１１から要求セクタをアクセスする。ＣＰＵ６は
、ＨＤＤ３からリードした要求セクタのデータをホスト
コンピュータ１に転送する。
メモリ８には、対象セクタが存在しないと判定した場合
には（ステップＳ３のＮＯ）、ＣＰＵ６はディスクイン
ターフェース５を通じて、ＨＤＤ３をアクセスする（ス
テップＳ４）。即ち、ＣＰＵ６は、ＨＤＤ３のディスク
１０，１１から要求セクタをアクセスする。ＣＰＵ６は
、ＨＤＤ３からリードした要求セクタのデータをホスト
コンピュータ１に転送する。
【００２４】このアクセス時に、ＣＰＵ６は、ブロック
管理メモリ９の未使用ブロックの管理リスト（未使用管
理情報）を検索し、バッファメモリ８の未使用ブロック
（空きエリア）を求める。ＣＰＵ６は、検索したバッフ
ァメモリ８の空きエリアに、ＨＤＤ３からリードした要
求セクタのデータを格納する（ステップＳ５）。未使用
ブロックの管理リストは、図３の（Ｂ）に示すように、
バッファメモリ８の未使用ブロックの総数および未使用
ブロックの第１エントリ（例えばブロック番号１）、第
２エントリ（例えばブロック番号４）から第Ｎエントリ
までの新たなデータの格納可能なエリアを示す管理情報
からなる。
管理メモリ９の未使用ブロックの管理リスト（未使用管
理情報）を検索し、バッファメモリ８の未使用ブロック
（空きエリア）を求める。ＣＰＵ６は、検索したバッフ
ァメモリ８の空きエリアに、ＨＤＤ３からリードした要
求セクタのデータを格納する（ステップＳ５）。未使用
ブロックの管理リストは、図３の（Ｂ）に示すように、
バッファメモリ８の未使用ブロックの総数および未使用
ブロックの第１エントリ（例えばブロック番号１）、第
２エントリ（例えばブロック番号４）から第Ｎエントリ
までの新たなデータの格納可能なエリアを示す管理情報
からなる。
【００２５】ここで、ホストコンピュータ１からのリー
ドコマンドが継続中であれば（ステップＳ６のＹＥＳ）
、ＣＰＵ６は要求セクタを先頭セクタとして、連続する
複数のセクタ（４セクタ）のデータを先読みする先読み
処理を実行する（ステップＳ８）。このとき、ＣＰＵ６
は、ブロック管理メモリ９の未使用管理情報に基づいて
未使用ブロックを検索し、バッファメモリ８の未使用ブ
ロック番号の空きエリアに先読みデータを格納する（ス
テップＳ９、Ｓ１０）。この場合、ＣＰＵ６は、要求セ
クタを格納した第１エントリのブロック番号１の空きエ
リアに、４セクタ分（要求セクタを含む）の先読みデー
タを格納する。リードコマンドが継続中であれば、ＣＰ
Ｕ６は、さらに４セクタ分の先読みデータをＨＤＤ３か
らリードし、バッファメモリ８の例えば第２エントリの
ブロック番号４の空きエリアに格納する。
ドコマンドが継続中であれば（ステップＳ６のＹＥＳ）
、ＣＰＵ６は要求セクタを先頭セクタとして、連続する
複数のセクタ（４セクタ）のデータを先読みする先読み
処理を実行する（ステップＳ８）。このとき、ＣＰＵ６
は、ブロック管理メモリ９の未使用管理情報に基づいて
未使用ブロックを検索し、バッファメモリ８の未使用ブ
ロック番号の空きエリアに先読みデータを格納する（ス
テップＳ９、Ｓ１０）。この場合、ＣＰＵ６は、要求セ
クタを格納した第１エントリのブロック番号１の空きエ
リアに、４セクタ分（要求セクタを含む）の先読みデー
タを格納する。リードコマンドが継続中であれば、ＣＰ
Ｕ６は、さらに４セクタ分の先読みデータをＨＤＤ３か
らリードし、バッファメモリ８の例えば第２エントリの
ブロック番号４の空きエリアに格納する。
【００２６】ところで、ホストコンピュータ１からのリ
ード要求データ（要求セクタ）がバッファメモリ８に格
納されている場合に（ヒット）、ＣＰＵ６はバッファメ
モリ８からのデータをＨＤＤ３からのリードデータとし
てホストコンピュータ１に転送する。この転送後に、Ｃ
ＰＵ６は、リードしたブロックをブロック管理メモリ９
の先読みブロックの管理リストから削除し、未使用ブロ
ックの管理リストに新たな未使用ブロックとして登録す
る。
ード要求データ（要求セクタ）がバッファメモリ８に格
納されている場合に（ヒット）、ＣＰＵ６はバッファメ
モリ８からのデータをＨＤＤ３からのリードデータとし
てホストコンピュータ１に転送する。この転送後に、Ｃ
ＰＵ６は、リードしたブロックをブロック管理メモリ９
の先読みブロックの管理リストから削除し、未使用ブロ
ックの管理リストに新たな未使用ブロックとして登録す
る。
【００２７】このようにして、ホストコンピュータ１か
らのリード要求に応じて、バッファメモリ８に要求デー
タ（要求セクタ）が格納されていれば、バッファメモリ
８からアクセスして、ホストコンピュータ１に転送する
。したがって、ＨＤＤ３をアクセスすることなく、バッ
ファメモリ８からアクセスすることにより、高速にデー
タをアクセスすることが可能となる。
らのリード要求に応じて、バッファメモリ８に要求デー
タ（要求セクタ）が格納されていれば、バッファメモリ
８からアクセスして、ホストコンピュータ１に転送する
。したがって、ＨＤＤ３をアクセスすることなく、バッ
ファメモリ８からアクセスすることにより、高速にデー
タをアクセスすることが可能となる。
【００２８】次に、バッファメモリ８にはブロック単位
の先読みデータを格納する管理を実行する。これにより
、以下のような効果がある。即ち、図４の（Ｂ）に示す
ように、ディスク１０，１１の同一シリンダＮで異なる
位置のセクタＡとセクタＢとを交互にリード要求する場
合に、各セクタＡ，Ｂに連続する先読みデータを有効に
使用することができる。具体的には、図３の（Ａ）に示
すように、セクタＡをＨＤＤ３からアクセスした場合に
、先読みデータ（Ａ＋１〜Ａ＋３）をブロック番号２に
格納し、またセクタＢをＨＤＤ３からアクセスした場合
に、先読みデータ（Ｂ＋１〜Ｂ＋３）をブロック番号３
に格納する。したがって、次にセクタＡとセクタＢとを
交互にリード要求した場合に、各データを共に、バッフ
ァメモリ８からアクセスすることができる。言い換えれ
ば、セクタＡとセクタＢとを交互にリード要求した場合
に、一方の先読みデータがバッファメモリ８から削除さ
れて無効になるような事態は発生しない。
の先読みデータを格納する管理を実行する。これにより
、以下のような効果がある。即ち、図４の（Ｂ）に示す
ように、ディスク１０，１１の同一シリンダＮで異なる
位置のセクタＡとセクタＢとを交互にリード要求する場
合に、各セクタＡ，Ｂに連続する先読みデータを有効に
使用することができる。具体的には、図３の（Ａ）に示
すように、セクタＡをＨＤＤ３からアクセスした場合に
、先読みデータ（Ａ＋１〜Ａ＋３）をブロック番号２に
格納し、またセクタＢをＨＤＤ３からアクセスした場合
に、先読みデータ（Ｂ＋１〜Ｂ＋３）をブロック番号３
に格納する。したがって、次にセクタＡとセクタＢとを
交互にリード要求した場合に、各データを共に、バッフ
ァメモリ８からアクセスすることができる。言い換えれ
ば、セクタＡとセクタＢとを交互にリード要求した場合
に、一方の先読みデータがバッファメモリ８から削除さ
れて無効になるような事態は発生しない。
【００２９】なお、前記実施例において、先読みデータ
の処理を継続しているときに、シーケンシャルでないリ
ード要求が出力された場合に、以下のような先読み処理
の終了制御方式がある。第１の方式として、予めブロッ
クに対して所定の閾値（セクタ数）を設定し、この閾値
に基づいて先読み処理をブロックの最後まで継続するか
、またはブロックを無効にして未使用ブロックに戻すか
の制御を行なう。例えば、閾値をｍ／２セクタとした場
合に、ブロックの半分以上のリードが終了している場合
には最後まで先読み処理を継続し、半分以下の場合には
先読み処理を中断する。第２の方式として、予め最小先
読みブロック数を設定し、この最小先読みブロック数を
越えて先読み処理が進行している場合には、前記の第１
の方式を適用する。そうでない場合には、最小先読みブ
ロック数に到達するまでは、先読み処理を継続する。
の処理を継続しているときに、シーケンシャルでないリ
ード要求が出力された場合に、以下のような先読み処理
の終了制御方式がある。第１の方式として、予めブロッ
クに対して所定の閾値（セクタ数）を設定し、この閾値
に基づいて先読み処理をブロックの最後まで継続するか
、またはブロックを無効にして未使用ブロックに戻すか
の制御を行なう。例えば、閾値をｍ／２セクタとした場
合に、ブロックの半分以上のリードが終了している場合
には最後まで先読み処理を継続し、半分以下の場合には
先読み処理を中断する。第２の方式として、予め最小先
読みブロック数を設定し、この最小先読みブロック数を
越えて先読み処理が進行している場合には、前記の第１
の方式を適用する。そうでない場合には、最小先読みブ
ロック数に到達するまでは、先読み処理を継続する。
【００３０】次に、先読み処理の最大先読みブロック数
の決定方式には、固定的に最大先読みブロック数を設定
する方式とリードデータ長を入力とする関数で最大先読
みブロック数を設定する方式とがある。
の決定方式には、固定的に最大先読みブロック数を設定
する方式とリードデータ長を入力とする関数で最大先読
みブロック数を設定する方式とがある。
【００３１】さらに、先読み処理中に空きブロック（未
使用ブロック）が無くなった場合の制御方式としては、
空きブロックが無くなったときに、先読み処理を直ちに
中止する方式がある。
使用ブロック）が無くなった場合の制御方式としては、
空きブロックが無くなったときに、先読み処理を直ちに
中止する方式がある。
【００３２】
【発明の効果】以上詳述したように本発明によれば、先
読みキャッシュ方式を採用した外部記憶制御装置におい
て、バッファメモリに格納する先読みデータをブロック
単位にで管理する方式により、ホストコンピュータから
のリード要求が外部記憶装置の異なる記憶位置に対して
交互に実行されるような場合でも、常に先読みデータを
有効に利用することができる。したがって、結果的に外
部記憶装置のアクセス速度の高速化を確実に実現するこ
とが可能となる。
読みキャッシュ方式を採用した外部記憶制御装置におい
て、バッファメモリに格納する先読みデータをブロック
単位にで管理する方式により、ホストコンピュータから
のリード要求が外部記憶装置の異なる記憶位置に対して
交互に実行されるような場合でも、常に先読みデータを
有効に利用することができる。したがって、結果的に外
部記憶装置のアクセス速度の高速化を確実に実現するこ
とが可能となる。
【図１】本発明の実施例に係わる外部記憶システムの構
成を示すブロック図。
成を示すブロック図。
【図２】同実施例に係わる動作を説明するためのフロー
チャート。
チャート。
【図３】同実施例に係わるメモリの内容を説明するため
の概念図。
の概念図。
【図４】同実施例に係わるハードディスク装置の構造を
説明するための概念図。
説明するための概念図。
１…ホストコンピュータ、２…ＨＤＣ、３…ＨＤＤ、６
…ＣＰＵ、８…バッファメモリ、９…ブロック管理メモ
リ。
…ＣＰＵ、８…バッファメモリ、９…ブロック管理メモ
リ。
Claims (2)
- 【請求項１】 ホストコンピュータからの命令に応じ
て外部記憶手段のアクセス制御を行なう外部記憶制御装
置において、前記外部記憶手段に記憶されているデータ
群の中から複数のアクセス単位からなるブロック単位の
データを一時的に格納するバッファメモリ手段と、この
バッファメモリ手段の格納エリアの中で未使用エリアを
前記ブロック単位に管理する未使用管理情報を格納し、
かつ前記バッファメモリ手段に格納された前記ブロック
単位のデータを管理するデータ管理情報を格納したブロ
ック管理メモリ手段と、前記ホストコンピュータからの
リード要求に応じて、前記ブロック管理メモリ手段に格
納された前記データ管理情報に基づいて前記バッファメ
モリ手段にリード要求データが格納されているか否かを
判定し、格納されている場合には前記バッファメモリ手
段から前記リード要求データをアクセスし、格納されて
いない場合には前記外部記憶手段から前記リード要求デ
ータをアクセスする第１の制御手段と、この第１の制御
手段が前記外部記憶手段からアクセスするときに、前記
リード要求データに関連する前記アクセス単位のデータ
を先読みデータとして前記外部記憶手段からリードし、
前記先読みデータと前記リード要求データとで前記ブロ
ック単位を構成して前記未使用管理情報により指示され
る前記バッファメモリ手段の前記未使用エリアに格納す
る第２の制御手段とを具備したことを特徴とする外部記
憶制御装置。 - 【請求項２】 ホストコンピュータからの命令に応じ
て外部記憶手段のアクセス制御を行なう外部記憶制御装
置において、前記外部記憶手段に記憶されているデータ
群の中から複数のアクセス単位からなるブロック単位の
データを一時的に格納するバッファメモリ手段と、この
バッファメモリ手段の格納エリアの中で未使用エリアを
前記ブロック単位に管理する未使用管理情報を格納し、
かつ前記バッファメモリ手段に格納された前記ブロック
単位のデータを管理するデータ管理情報を格納したブロ
ック管理メモリ手段と、前記ホストコンピュータからの
リード要求に応じて、前記ブロック管理メモリ手段に格
納された前記データ管理情報に基づいて前記バッファメ
モリ手段にリード要求データが格納されているか否かを
判定し、格納されている場合には前記バッファメモリ手
段から前記リード要求データをアクセスし、格納されて
いない場合には前記外部記憶手段から前記リード要求デ
ータをアクセスする第１の制御手段と、この第１の制御
手段が前記外部記憶手段からアクセスするときに、前記
リード要求データに関連する前記アクセス単位のデータ
を先読みデータとして前記外部記憶手段からリードし、
前記先読みデータと前記リード要求データとで前記ブロ
ック単位を構成して前記未使用管理情報により指示され
る前記バッファメモリ手段の前記未使用エリアに格納す
る第２の制御手段と、この第２の制御手段により前記先
読みデータのリード動作の継続中で、前記リード要求デ
ータとは関連しないリード要求が発生した場合に、予め
決定された規則に基づいて前記ブロック単位まで前記先
読みデータのリード動作を継続するかまたはそのリード
動作を中断してリードした前記先読みデータを無効する
ように先読みデータのリード動作の終了制御を実行する
第３の制御手段とを具備したことを特徴とする外部記憶
制御装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP7628491A JPH04311216A (ja) | 1991-04-09 | 1991-04-09 | 外部記憶制御装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP7628491A JPH04311216A (ja) | 1991-04-09 | 1991-04-09 | 外部記憶制御装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04311216A true JPH04311216A (ja) | 1992-11-04 |
Family
ID=13601007
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP7628491A Withdrawn JPH04311216A (ja) | 1991-04-09 | 1991-04-09 | 外部記憶制御装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH04311216A (ja) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH06180633A (ja) * | 1992-12-11 | 1994-06-28 | Teac Corp | ディスク装置 |
| JP2009211217A (ja) * | 2008-03-01 | 2009-09-17 | Toshiba Corp | メモリシステム |
| WO2011048764A1 (ja) * | 2009-10-19 | 2011-04-28 | パナソニック株式会社 | 復号装置、復号方法、プログラム、及び集積回路 |
| CN105606856A (zh) * | 2015-12-21 | 2016-05-25 | 南昌市科陆智能电网科技有限公司 | 一种提高电能表系统实时响应速度的方法、系统和电能表 |
-
1991
- 1991-04-09 JP JP7628491A patent/JPH04311216A/ja not_active Withdrawn
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH06180633A (ja) * | 1992-12-11 | 1994-06-28 | Teac Corp | ディスク装置 |
| JP2009211217A (ja) * | 2008-03-01 | 2009-09-17 | Toshiba Corp | メモリシステム |
| US8225047B2 (en) | 2008-03-01 | 2012-07-17 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Memory system with pre-fetch operation |
| WO2011048764A1 (ja) * | 2009-10-19 | 2011-04-28 | パナソニック株式会社 | 復号装置、復号方法、プログラム、及び集積回路 |
| CN102197652A (zh) * | 2009-10-19 | 2011-09-21 | 松下电器产业株式会社 | 解码装置、解码方法、程序以及集成电路 |
| CN105606856A (zh) * | 2015-12-21 | 2016-05-25 | 南昌市科陆智能电网科技有限公司 | 一种提高电能表系统实时响应速度的方法、系统和电能表 |
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