JP2000195147A - ディスク制御装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 複数のホストコンピュータから共用されるデ
ィスク記憶装置のディスク制御装置において、次の入出
力命令を予測し、予めシーク動作を行わせることによ
り、アクセス性能を向上させる。 【解決手段】 複数のホストコンピュータから共用され
るディスク記憶装置のディスク制御装置において、入出
力命令が発行されると、アクセス形態がアクセス形態履
歴格納テーブルに格納される（ステップＳ４−２）。入
出力命令が実行された後、アクセス形態検知手段がアク
セス形態を検知し、入出力命令がシーケンシャルアクセ
スであるか否か等の検査が行われる（ステップＳ４−
５）。次に、独自シーク発行可否判断手段がアクセス形
態履歴格納テーブルに格納されているアクセスの履歴に
基づき次の入出力命令の予測を行う。そして、予測した
入出力命令がアクセスするシリンダに近付くようにヘッ
ドを移動させるべく、独自シークを発行させる（ステッ
プＳ４−８）。これによって、入出力命令に対するレス
ポンスの改善を図ることができ、アクセス性能の向上し
たディスク記憶装置が実現できる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ディスク制御装置
に関する。特に、複数のホストコンピュータからアクセ
スされるディスクドライブを制御するディスク制御装置
に関する。

【０００２】

【従来の技術】大量のディジタルデータを格納する記憶
装置としてディスク記憶装置は幅広く利用されている。
このディスク記憶装置の記憶媒体として用いられている
ディスクドライブの模式図が図１３に示されている。こ
の図に示されているようにディスクドライブは、複数の
ディスクがスピンドルを中心として同軸に所定の隙間を
あけてそのスピンドルに取り付けられている。そして、
データの読み書きを行うヘッドがその隙間に対して挿入
されることになる。このヘッドは、アクチュエータによ
って駆動され、各ディスク上の円周部分（外周）から内
周までの所定の位置に移動することができる。

【０００３】１枚のディスク上には複数のトラックが設
けられている。そして、複数のディスクの同じ位置にあ
るトラック群は、一つのグループ化が行われており、そ
のグループをシリンダと呼ぶ。

【０００４】図１９には、シリンダとトラックの関係を
表す説明図が示されている。この図に示されているよう
に、ディスクは、例えば７枚スピンドルに重ねられてお
り、その表面と裏面の磁気面、すなわち１４面に対して
ヘッドがそれぞれ１個ずつ、すなわち１４個のヘッドが
備えられている。そして、１枚目のディスクの表面の最
外周のトラックをトラック０と呼び、裏面のトラックを
トラック１と呼ぶ。同様にして、２枚目のディスクの表
面の最外周のトラックをトラック３と呼び、裏面のトラ
ックをトラック４と呼ぶ。その結果、図１９に示されて
いるように７枚目のディスクの裏面のトラックはトラッ
ク１４になる。このトラック０からトラック１４、すな
わち最外周にあるトラックをシリンダ０と呼ぶ。

【０００５】そして、最外周から１トラック内側に位置
するトラックの集合を同様にシリンダ１と呼ぶ。同様に
してトラックの位置が内側になるにつれてシリンダ２、
シリンダ３と呼び、最内周に位置するトラック（１４
個）をシリンダＭ（Ｍはディスク上のトラックの数であ
り、正の整数である。）と呼ぶ。このような関係が図２
０の説明図に示されている。

【０００６】また、図２１には、このトラックとトラッ
ク上に記録されるレコードとの関係を表す説明図が示さ
れている。各トラックはそのトラック上の位置を表すた
めのインデックスが記録されており、このインデックス
の間にレコード１からレコードＮ（Ｎは正の整数）まで
が記録されることになる。

【０００７】さて、近年、複数のホストコンピュータか
らディスク記憶装置を共用するような構成が広く利用さ
れている。このように、１台のディスク記憶装置がホス
トコンピュータであるホストＡ２と、ホストコンピュー
タであるホストＢ３とによって共用されている場合の構
成ブロック図が図２２に示されている。この図に示され
ているようにディスク記憶装置は、ディスク制御装置１
と、ディスクドライブ８とから構成されている。そし
て、ホストＡ２とホストＢ３とはディスク制御装置１に
接続されている。

【０００８】ディスク制御装置１は、ＣＰＵ切換スイッ
チ４はホストＡ２と、ホストＢ３とを切り換えて接続す
るためのダイナミックスイッチであり、例えばホストＡ
２から入出力命令がきた場合には、ホストＡ２との接続
を確立し、その処理が終わるまでホストＢ３の接続は切
り離される。ここで、切り離されるとは、物理的に切り
離すのではなく、単にホストＢ３からの入出力命令を受
け付けなくなることをいう。または、切り離されると
は、ビジー信号をホストＢ３に対して出力し、受け付け
ないことをホストＢ３に対して伝えることをいう。

【０００９】ＣＰＵ切換スイッチ４にはデータバッファ
５が接続されており、このデータバッファ５は読み込み
のデータ、書き込みのデータを一旦蓄える働きをする。
ディスクドライブＩ／Ｆ６は、ディスクドライブ８に対
して具体的な制御を行うインターフェイスであり、デー
タバッファ５に書かれているデータをディスクドライブ
８に書き込んだり、又はディスクドライブ８から読み出
したデータをデータバッファ５に格納する等の動作を行
う。

【００１０】また、ディスク制御装置１にはマイクロプ
ロセッサ７が備えられている。このマイクロプロセッサ
７は、ＣＰＵ切換スイッチ４や、データバッファ５や、
ディスクドライブＩ／Ｆ６等の動作の制御を行う。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】さて、図２２に示され
ているような２つのホストコンピュータからディスク記
憶装置が共用されている場合には、ホストＡ２やホスト
Ｂ３からのアクセスが位置的に近いシリンダに対して集
中的にアクセスが行われれば、ヘッドのシーク時間が短
くなるため、効率的なデータの書き込み／読みだしがで
きる。しかし、アクセスするシリンダの位置によっては
データの読み書きが極めて遅くなってしまう場合も想定
される。

【００１２】このように、データの書き込み／読みだし
が遅くなってしまう場合の動作の説明図が図２３に示さ
れている。この図には、ヘッドの動きを著すタイムチャ
ートが示されており、このタイムチャートは横軸に時間
をとり縦軸にアクセスの対象となるシリンダをとったも
のである。この図に示されているように、まずホストＡ
２はシリンダＣＹＬ１からＣＹＬ２の間にあるファイル
に対してアクセスを行い、ホストＢ３は、ＣＹＬ３から
ＣＹＬ４の間のファイルに対してアクセスをするものと
する。すると、ホストＡ２からのアクセスがシーケンシ
ャルアクセスであっても、ホストＡ２の入出力命令の間
にホストＢ３から出力される入出力命令が入ることによ
り、ディスクドライブのヘッドは、ＣＹＬ１〜ＣＹＬ２
の領域と、ＣＹＬ３〜ＣＹＬ４との間を往復運動するこ
とになる。この往復動作のシークが図２３においてＳＥ
ＥＫ２、ＳＥＥＫ３、ＳＥＥＫ４・・・等で表されてい
る。

【００１３】このように、ホストＡ２やホストＢ３から
のアクセスが連続するシリンダに対するアクセス、すな
わちシーケンシャルアクセスであっても、そのタイミン
グによってはヘッドの移動量が大きくなってしまい、シ
ーク時間が極めて大となってしまう。その結果、システ
ム全体として、入出力命令の処理に要する時間が長くな
ってしまうといった問題がある。

【００１４】本発明は、係る課題に鑑みなされたもので
あり、複数のホストコンピュータから共用されるディス
ク記憶装置において、ディスクドライブに対して独自シ
ークを適宜行わせることにより、効率的なアクセスを行
うことができるようにしたディスク制御装置を提供する
ことである。

【００１５】

【課題を解決するための手段】本発明は、複数のホスト
コンピュータ群によって共用されているディスク記憶装
置のディスク制御装置において、前記ホストコンピュー
タ群が発行する入出力命令の履歴を格納するアクセス形
態履歴格納テーブルと、前記ディスク記憶装置上におい
てオープンされているファイルのトラックアドレスを格
納するオープンファイルトラックアドレス格納テーブル
と、前記ホストコンピュータ群が発行する入出力命令を
観察し、前記入出力命令が前記ディスク記憶装置をアク
セスする形態を検知し、前記入出力命令の前記アクセス
形態と、前記入出力命令のアクセスするシリンダと、前
記入出力命令の受付時刻と、を前記アクセス形態履歴格
納テーブルに格納するアクセス形態検知手段と、前記ア
クセス形態履歴格納テーブルに格納されている、前記ア
クセス形態の履歴に基づき、次に前記ホストコンピュー
タから発行されるであろう次の入出力命令を予測し、前
記次の入出力命令で指定されると予測されるシリンダに
前記ディスク記憶装置のヘッドが近づく方向に、前記ヘ
ッドを移動させる独自シークを行う独自シーク発行可否
判断手段と、を含むことを特徴とするものである。

【００１６】本発明は、前記アクセス形態検知手段は、
ヘッドスイッチ回数が所定回数以上である場合には、ア
クセス形態としてシーケンシャルアクセスを前記アクセ
ス形態履歴格納テーブルに格納することを特徴とするも
のである。

【００１７】本発明は、前記アクセス形態検知手段は、
ヘッドスイッチ回数が所定回数未満である場合には、ア
クセス形態として定点アクセスを前記アクセス形態履歴
格納テーブルに格納することを特徴とするものである。

【００１８】本発明は、前記独自シーク発行可否判断手
段は、前記アクセス形態履歴格納テーブルに格納されて
いる前記アクセス形態がシーケンシャルアクセスである
場合には、最後に発行された入出力命令のアクセスした
シリンダを、独自シーク動作の目標シリンダとすること
を特徴とする請求項１、２、３のいずれかに記載のディ
スク制御装置。

【００１９】本発明は、前記独自シーク発行可否判断手
段は、前記アクセス形態履歴格納テーブルに格納されて
いる前記アクセス形態が定点アクセスであり、かつ、最
後の入出力命令のアクセスするシリンダと最後の入出力
命令の１回前の入出力命令のアクセスするシリンダとが
同一でない場合には、前記アクセス形態履歴格納テーブ
ルに格納されている過去の入出力命令の履歴を参照し、
最もアクセスの多いシリンダを、独自シーク動作の目標
シリンダとすることを特徴とするものである。

【００２０】本発明は、前記独自シーク発行可否判断手
段は、前記アクセス形態履歴格納テーブルに格納されて
いる前記アクセス形態が定点アクセスであり、かつ、最
後の入出力命令のアクセスするシリンダと最後の入出力
命令の１回前の入出力命令のアクセスするシリンダとが
同一である場合には、最後に発行された入出力命令のア
クセスしたシリンダを、独自シーク動作の目標シリンダ
とすることを特徴とするものである。

【００２１】本発明は、前記独自シーク発行可否判断手
段は、ヘッドの現在位置から、前記目標シリンダへシー
クするのに必要な時間Ｔ_Seekと、現在時刻Ｔ_PREから次
に入出力命令が発行されると予測される時刻までの時間
Δｔと、を比較し、前記Δｔが前記Ｔ_Seekより大きい場
合には前記目標シリンダを到達先とする前記独自シーク
動作を行うことを特徴とするものである。

【００２２】本発明は、前記独自シーク発行可否判断手
段は、ヘッドの現在位置から、前記目標シリンダへシー
クするのに必要な時間Ｔ_Seekと、現在時刻Ｔ_PREから次
に入出力命令が発行されると予測される時刻までの時間
Δｔと、を比較し、前記Δｔが前記Ｔ_Seekより大きくな
い場合には、前記Δｔの時間で移動可能なシリンダの中
で、前記目標シリンダに最も近いシリンダを到達先とす
る前記独自シーク動作を行うことを特徴とするものであ
る。

【００２３】本発明は、前記独自シーク発行可否判断手
段は、ディスク記憶装置に対するアクセスが開始されて
から所定期間経過後に、前記独自シーク動作を開始する
ことを特徴とするものである。

【００２４】

【発明の実施の形態】以下、本発明の好ましい実施の形
態について図面に基づいて説明する。

【００２５】実施の形態１．図１には、本発明の好まし
い実施の形態であるディスク制御装置１の構成ブロック
図が示されている。この図においては、ディスク制御装
置１がディスクドライブ８とともにディスク記憶装置を
構成し、且つこのディスク制御装置１に対して２台のホ
ストコンピュータ、すなわちホストＡ２とホストＢ３と
が接続されている様子が示されている。

【００２６】この図に示されているように、ディスク制
御装置１は、従来と同様にＣＰＵ切換スイッチ４と、デ
ータバッファ５と、ディスクドライブＩ／Ｆ６とを備え
ている。そして、従来と同様にホストＡ２とホストＢ３
とはＣＰＵ切換スイッチ４に接続されている。また、デ
ィスクドライブ８自体は、ディスクドライブＩ／Ｆ６に
接続されている。これらの構成、ＣＰＵ切換スイッチ
４、データバッファ５、ディスクドライブＩ／Ｆ６は従
来のディスク制御装置における構成と同様である。

【００２７】また、これらの構成は従来と同様にマイク
ロプロセッサ７によって制御されている。

【００２８】本実施の形態において特徴的なことは、こ
のマイクロプロセッサ７の下に、アクセス形態検知手段
９とアクセス形態履歴格納テーブル１０とオープンファ
イルトラックアドレス格納テーブル１１と、独自シーク
発行可否判断手段１２とが接続されていることである。

【００２９】なお、実際には、アクセス形態検知手段９
や独自シーク発行可否判断手段１２は、マイクロプロセ
ッサ７により実行されるソフトウェアがメモリに格納さ
れていることにより実現されている。また、アクセス形
態履歴格納テーブル１０や、オープンファイルトラック
アドレス格納テーブル１１は、マイクロプロセッサ７か
らアクセスできるメモリ中に構成されている記憶テーブ
ルである。

【００３０】図２には、ホストＡ２やホストＢ３におい
て実行されるアプリケーションソフトウェアの動作例を
表すフローチャートが示されている。

【００３１】まず、ステップＳ２−１においては、アプ
リケーションソフトウェアにおいて使用するファイルの
オープンが行われる。

【００３２】次に、ステップＳ２−２においてはこのホ
ストＡ２又はホストＢ３からファイルオープン指示コマ
ンドが発行される。このファイルオープン指示コマンド
は、いわゆる入出力命令の一種であり、ディスク記憶装
置に対してこれからファイルの使用を行うという宣言が
行われるのである。

【００３３】ステップＳ２−３においては、シーケンシ
ャルアクセス指示コマンドが発行される。このシーケン
シャルアクセス指示コマンドは、ホストＡ２などのホス
トコンピュータからディスク記憶装置に対して出力され
るものである。このシーケンシャルアクセスが指示され
ることにより、ディスク記憶装置は、これからシーケン
シャルアクセスが行われることを予め知ることができる
のである。このシーケンシャルアクセス指示コマンドに
よる具体的な動作については後に詳述する。

【００３４】ステップＳ２−４においては、オープンさ
れたファイルに対し、所望のファイル処理が実行され
る。このファイルの処理においては、アプリケーション
ソフトウェアによりその内容は異なるが、データの読み
だしやデータの書き込みなどが行われる。

【００３５】ステップＳ２−５においては、ファイルク
ローズ指示コマンドが発行される。このコマンドは、入
出力命令の一種であり、そのファイルの使用が終了した
ことを意味する。

【００３６】ステップＳ２−６においては、実際にファ
イルのにクローズが行われ、そのファイルは他のアプリ
ケーションソフトウェアで使用することができるように
なる。

【００３７】図３には、ファイルのオープンとクローズ
の概念を説明する説明図が示されている。この図は、横
軸に時間をとり、縦軸にアクセスの対象となるシリンダ
をとったタイムチャートである。この図に示されている
ように、例えば時刻ｔ１においてはファイルＡのオープ
ンが行われる。このファイルＡは、シリンダのＣＹＬ５
〜ＣＹＬ６の間に格納されているファイルである。この
時刻ｔ１におけるファイルＡのオープンに対応して、時
刻ｔ４においてはファイルＡのクローズが行われてい
る。

【００３８】ファイルＡがオープンされている間の時刻
ｔ２においてはファイルＢのオープンが行われている。
また、同様にファイルＡのオープンがされている間の時
刻ｔ３においてはファイルＣのオープンが行われてい
る。

【００３９】ファイルＢは図３に示されているように、
ＣＹＬ７〜ＣＹＬ８の間のシリンダに格納されているフ
ァイルであり、ファイルＣはＣＹＬ９〜ＣＹＬ１０の間
に格納されているファイルである。従って、時刻ｔ３か
ら時刻ｔ４の間においてはファイルＡとファイルＢとフ
ァイルＣの３個のファイルがオープンされている。時刻
ｔ４を経過すると、ファイルＡはクローズされているた
めオープンされているファイルはファイルＢとファイル
Ｃの２個になる。

【００４０】時刻ｔ５においては、ファイルＢとＣが既
にオープンされているが、これに加えて新たにファイル
Ｄがオープンされる。このファイルＤはシリンダのＣＹ
Ｌ１１〜ＣＹＬ１２の間のシリンダに格納されているフ
ァイルである。従って、時刻ｔ５を経過した後は、ファ
イルＢ、Ｃに加えてファイルＤの合計３個のファイルが
オープンされていることになる。

【００４１】時刻ｔ６においてファイルＤのクローズが
行われる。この結果、時刻ｔ６が経過した後はファイル
ＢとＣのみがオープンされていることになる。

【００４２】時刻ｔ７においては、ファイルＣのクロー
ズが行われる。この結果、時刻ｔ７が経過した後はファ
イルＢのみがオープンされていることになる。

【００４３】最後に、時刻ｔ８においては、ファイルＢ
がクローズされ、オープンされているファイルは０個と
なる。

【００４４】図４には、本実施の形態に係るディスク制
御装置１における入出力命令処理の動作を表すフローチ
ャートが示されている。

【００４５】このフローチャートにおいて、まずステッ
プＳ４−１においてはマイクロプロセッサ８がＣＰＵ切
換スイッチ４の監視を行うことによって、Ｉ／Ｏ要求が
出されているか否かの検査を行う。この検査の結果、Ｉ
／Ｏ要求がいずれのホストコンピュータ（ホストＡ２又
はホストＢ３）からも出されていない場合には、再びこ
のステップＳ４−１における検査が繰り返し実行され
る。

【００４６】上記ステップＳ４−１において、Ｉ／Ｏ要
求が出されていると判断された場合には、ステップＳ４
−２に処理が移行し、現在のリアルタイムクロックの
値、すなわち現在時刻と、上記Ｉ／Ｏ要求を出力したホ
ストコンピュータの名称と、をアクセス形態履歴格納テ
ーブル１０に格納する。アクセス形態履歴格納テーブル
１０の具体的な内容については後に詳述する。

【００４７】次に、ステップＳ４−３においてはコマン
ドのデコードと、そのコマンドの実行が行われる。この
コマンドデコードとその実行については更に後に詳述す
る。

【００４８】ステップＳ４−４においては、ラストコマ
ンドであるか否かが検査される。これは、ディスク記憶
装置に対するコマンドは、いわゆるコマンドチェーンに
よって複数のコマンドが引き続き出される場合があるか
らである。そのため、一連のコマンドの最終のコマンド
であるか否かがこのステップＳ４−４において検査され
るのである。そして、ラストコマンドではない場合には
再び上記ステップＳ４−３に処理が移行し、コマンドの
デコードとコマンドの実行が行われるのである。一方、
ステップＳ４−４においてラストコマンドであると判断
された場合には、ステップＳ４−５においてアクセス形
態検知手段９の処理が実行される。このアクセス形態検
知手段９の具体的な処理動作については、後にフローチ
ャートで説明する。

【００４９】次に、ステップＳ４−６においては、独自
シーク発行可否判断手段１２の処理が行われる。この処
理についても、後に別のフローチャートでその動作を詳
細に説明する。

【００５０】次に、ステップＳ４−７においてはこの独
自シーク発行可否判断手段１２によって独自シークが発
行されるか否かが検査される。独自シークが発行される
場合には、ステップＳ４−８に処理が移行し独自シーク
の発行が行われる。独自シークを発行しない場合には、
ステップＳ４−７から上のステップＳ４−１に処理が移
行し、再びＩ／Ｏ要求の有無の検査が行われる。

【００５１】次に、この図４におけるステップＳ４−３
のコマンドデコードとコマンドの実行についてフローチ
ャートに基づき詳細に説明する。

【００５２】図５には、コマンドデコードの操作を表す
フローチャートが示されている。このコマンドデコード
は、マイクロプロセッサ７がコマンドのデコードを行
う。図５に示されているように、このコマンドデコード
によってファイルオープンコマンド（ステップＳ５−
１）、ファイルクローズコマンド（ステップＳ５−
２）、シーケンシャルアクセス指示コマンド（ステップ
Ｓ５−３）、シークコマンド（ステップＳ５−４）、リ
ードコマンド（ステップＳ５−５）、ライトコマンド
（ステップＳ５−６）、の６種類のコマンドにデコード
する例が示されている。ここに示されているコマンド
は、主要な入出力命令のコマンドについて示したが、そ
の他の種々のコマンドを処理するように構成することも
好ましい。

【００５３】それぞれのコマンドをデコードした後に、
各コマンドの内容の処理が実行される。以下、フローチ
ャートに基づき、各コマンドの動作について詳細に説明
する。

【００５４】図６には、ファイルオープンコマンドと、
ファイルクローズコマンドの動作を表すフローチャート
が示されている。

【００５５】ステップＳ６−１は、ファイルオープンコ
マンドの動作である。ここに示されているように、まず
オープンの対象となる新たなファイル番号を登録する。
この登録は、オープンファイルトラックアドレス格納テ
ーブル１１に格納される。更に、ホストコンピュータか
ら受け取ったこのファイルが利用するシリンダ、ヘッド
をオープンファイルトラックアドレス格納テーブル１１
に更に格納する。これによって、ファイルのオープンが
完了する。

【００５６】ステップＳ６−２には、ファイルクローズ
コマンドの動作が示されている。ここに示されているよ
うに、ホストコンピュータから受け取ったシリンダ、ヘ
ッドアドレスと、オープンファイルトラックアドレス格
納テーブルのシリンダ、ヘッドの値の比較が行われる。
この比較の結果、一致している領域の削除が行われる。
これによってファイルクローズの動作が完了する。

【００５７】なお、このステップＳ６−２においてはア
クセス形態履歴テーブル１０に格納されているアクセス
形態の履歴の削除は特に行われない。後に説明するよう
に、アクセス形態履歴テーブル１０は基本的にはＦＩＦ
Ｏで構成されており、ディスク記憶装置に対するアクセ
スが実行され、ＦＩＦＯであるアクセス形態履歴テーブ
ル１０の内容がいっぱいになった場合に、古いアクセス
情報から順番に消されて行くのである。従って、単にフ
ァイルがクローズされたからといって、アクセス形態履
歴テーブル１０の中から情報が削除されることはない。

【００５８】このように、アクセス形態履歴テーブル１
０自体は、アクセスに伴う、入出力命令の履歴をそのテ
ーブルの容量が許す限り保存しておき、一方オープンフ
ァイルトラックアドレス格納テーブル１１には、現在オ
ープンしているファイルについての情報のみが格納され
ているのである。

【００５９】図７には、シーケンシャルアクセス指示コ
マンドとシークコマンドの動作を表すフローチャートが
示されている。

【００６０】ステップＳ７−１には、シーケンシャルア
クセス指示コマンドによるコマンド実行動作が示されて
おり、アクセス形態履歴格納テーブル１０のアクセス形
態エリアのシーケンシャルフラグがセットされる。この
フラグをセットすることにより、シーケンシャルアクセ
スを行うことが明示的に履歴としてアクセス形態履歴格
納テーブル１０の中に残ることになる。

【００６１】ステップＳ７−２においては、シークコマ
ンドのコマンド実行動作が行われる。ここに示されてい
るように、ホストコンピュータから受け取ったシリンダ
やヘッドアドレスを、アクセス形態履歴テーブル１０の
中のアクセス開始シリンダ、アクセス開始ヘッド、及
び、アクセス終了シリンダ、アクセス終了ヘッドにそれ
ぞれ格納する。そして、実際にディスクドライブ８に対
してシーク動作を指示することによってシーク動作が行
われる。その結果、ヘッドの位置が変更される。このよ
うな、ヘッドの位置変更の情報がアクセス形態履歴テー
ブルに反映されるのである。

【００６２】図８には、リードコマンドと、ライトコマ
ンドの動作を表すフローチャートが示されている。

【００６３】まず、ステップＳ８−１においては、リー
ドコマンドの処理が開始される。このリードコマンドに
おいては、ディスクドライブ８からデータを読み取り、
この読み取ったデータがホストコンピュータに送られ
る。

【００６４】次に、ステップＳ８−２においてはヘッド
スイッチが実施されたか否かが検査される。ここでヘッ
ドスイッチとは、データを読み取る最中にヘッドの位置
が別のトラックに移動したことを意味する。このヘッド
スイッチが実施された場合には、ステップＳ８−３にお
いてアクセス終了ヘッドがインクリメント（すなわち１
の加算）される。このアクセス終了ヘッドとは、具体的
にはアクセス形態履歴格納テーブル１０の中の終了シリ
ンダを意味する。このアクセス終了ヘッドの値は最初に
アクセス形態履歴格納テーブル１０に格納される際には
アクセス開始ヘッドと同じ数字であるが、ヘッドスイッ
チが行われる度にインクリメントされてゆくものであ
る。このアクセス終了ヘッドの値をインクリメントする
ことにより、データの読みとりがその位置で終了したと
いうことを覚えておくことができるのである。その結
果、次のデータアクセスを、前回のデータアクセスの続
きから続行することができるのである。

【００６５】ライトコマンドの動作は、まずステップＳ
８−４においてホストコンピュータからのデータをディ
スクドライブ８に書き込むことから行われる。

【００６６】それに引き続いて、ステップＳ８−５にお
いては、ヘッドスイッチが実施されたか否かが検査さ
れ、実施されていた場合にはステップＳ８−６において
アクセス終了ヘッドをインクリメントされる。このステ
ップＳ８−５とステップＳ８−６の動作は、上で述べた
ステップＳ８−２とステップＳ８−３の動作と全く同様
である。

【００６７】次に、アクセス形態検知手段９の動作につ
いて説明する。この動作は、上記図４におけるステップ
Ｓ４−５のアクセス形態検知手段９の処理における動作
である。以下、この動作をフローチャートに基づいて説
明する。このアクセス形態検知手段９の動作が図９及び
図１０のフローチャートに示されている。

【００６８】まず、ステップＳ９−１においてはシーケ
ンシャルアクセス指示コマンドが実行されているか否か
の検査が行われる。もし、シーケンシャルアクセス指示
コマンドが既に実行されている場合には、アクセス形態
履歴格納テーブル１０の中に既にシーケンシャルフラグ
がセットされているため、このアクセス形態検知手段９
がアクセス形態を検知する必要はない。そのため、その
ままアクセス形態検知手段９の動作処理は終了する。

【００６９】一方、シーケンシャルアクセス指示コマン
ドが実行されていない場合には、ステップＳ９−２に処
理が移行し、アクセス形態履歴格納テーブル１０のアク
セス開始シリンダ及びアクセス開始ヘッドと、アクセス
終了シリンダ及びアクセス終了ヘッドと、をそれぞれ比
較する。この比較の結果、ヘッドの開始時点における位
置と、終了時（現在時）の位置とが比較されることによ
り、ヘッドスイッチの回数が求められる。

【００７０】次に、図１０に示されているフローチャー
トのステップＳ１０−１においてこのヘッドスイッチ回
数が所定の正の整数ｍ以上であるか否かが検査される。
このｍは、現在行われているアクセスがシーケンシャル
アクセスであるのか、もしくは定点アクセスであるのか
を区別するための基準となる数である。このｍよりヘッ
ドスイッチ回数が多い場合にはシーケンシャルアクセス
が事実上行われていると認識し、アクセス形態履歴格納
テーブル１０のアクセス形態領域にシーケンシャルアク
セスを格納する（ステップＳ１０−２）。

【００７１】このように、本実施の形態においては、ホ
ストコンピュータであるホストＡ２やホストＢ３等から
明示的にシーケンシャルアクセスを行うと示されなくて
も、アクセスの様子を観察することによって、事実上の
アクセス形態を検知している。したがって、このアクセ
ス形態に基づき、将来のディスクアクセスを正確に予測
することができるのである。

【００７２】一方、ヘッドスイッチ回数がこのｍ未満で
ある場合にはステップＳ１０−３において、アクセス形
態履歴格納テーブル１０のアクセス形態領域に定点アク
セスを格納する。これは、ヘッドスイッチ回数が小さ
く、ヘッドの位置がほとんど変らないことから、シーケ
ンシャルアクセスではなく、定点アクセスであると判断
したものである。

【００７３】ここで、整数ｍは、正の整数であるが、具
体的な値は実際にディスク制御装置の制御を行いなが
ら、いわゆるチューニングによって定めるのが望まし
い。このｍの値が小さすぎれば、実際には定点アクセス
であったのをシーケンシャルアクセスであると誤認する
おそれが大きくなり、将来アクセスの対象となるであろ
うシリンダの予測精度が劣化してしまう。一方、ｍの値
が大きすぎる場合には、シーケンシャルアクセスをシー
ケンシャルアクセスと認識するまでの時間がかかってし
まい、将来アクセスの対象となるであろうシリンダの予
測精度がやはり劣化してしまう。そのため、実際のディ
スク記憶装置で運用することによって、ｍの値をチュー
ニングすることが好ましい。勿論、このｍの値は、使用
するディスクドライブ８や、アプリケーションソフトウ
ェアの依存する値である。

【００７４】以上のようにして、本実施の形態における
アクセス形態検知手段９は、シーケンシャルアクセス指
示コマンドが実行されている場合だけでなく、このコマ
ンドが実行されていない場合においてもヘッドスイッチ
の回数によって事実上シーケンシャルアクセスであるの
か、それとも定点アクセスであるのかを区別して、アク
セス形態履歴格納テーブル１０にそのアクセス形態を格
納している。これによって、ホストコンピュータのディ
スクアクセスの形態が検知されるのである。

【００７５】次に、アクセス形態履歴格納テーブル１０
の格納内容について説明する。

【００７６】アクセス形態履歴格納テーブル１０の格納
内容の説明図が図１１に示されている。このアクセス形
態履歴格納テーブル１０は、入出力命令に対してＮ（Ｎ
は正の整数）個分のメモリから構成されている。このＮ
は履歴を格納しておくというアクセス形態履歴格納テー
ブル１０の性格から、多ければ多いほど望ましい。上で
述べたように、このアクセス形態履歴格納テーブル１０
は、いわゆるＦＩＦＯ型のテーブルであり、古い情報か
ら新しい情報へまで、各入出力命令毎にデータが格納さ
れていく。そして、Ｎ個分のメモリが一杯になった場合
には、最も古いデータから削除されていき、その代りに
新しいデータが書き込まれていくのである。

【００７７】このアクセス形態履歴格納テーブル１０に
おいては、１つの入出力命令に対してＭバイトの領域が
割り当てられている。すなわち、このアクセス形態履歴
格納テーブル１０は、合計Ｍ×Ｎバイトの容量をもって
いる。

【００７８】例えば、図１１においてはＩ／Ｏ（１）が
最も古い入出力命令のデータである。この図に示されて
いるようにアクセス形態履歴格納テーブル１０の中には
Ｉ／Ｏ受付時刻や、発行ホストコンピュータ名、アクセ
スファイル番号、アクセス開始シリンダ及びアクセス開
始ヘッドと、アクセス終了シリンダ及びアクセス終了ヘ
ッドと、アクセス形態などが格納されている。上で述べ
たように、アクセス開始シリンダ及びアクセスヘッド
と、アクセス終了シリンダ及びアクセス終了ヘッドと
は、入出力命令が発行された時点においては同じ値が格
納されている。ディスク記憶装置に対するアクセスが続
行され、データが読み進められたり、書き進められたり
する場合には、このアクセス終了シリンダ及びアクセス
終了ヘッドはインクリメントされ続け、アクセス開始シ
リンダやアクセス開始ヘッドとは異なる値になってい
く。アクセス形態は、上の図９や図１０のフローチャー
トに説明したように、その入出力命令によるアクセスの
形態を表すものである。

【００７９】図１１に示されている例においてはＩ／Ｏ
（１）からＩ／Ｏ（Ｌ）までのＬ（Ｌは正の整数）個の
データが格納されている。そして、Ｉ／Ｏ（１）が最も
古いデータであり、Ｉ／Ｏ（Ｌ）が最も新しいデータで
ある。

【００８０】次に、オープンファイルトラックアドレス
格納テーブル１１の格納内容について説明する。このオ
ープンファイルトラックアドレス格納テーブル１１の格
納内容を表す説明図が図１２に示されている。この図に
示されているように、このオープンファイルトラックア
ドレス格納テーブル１１はファイルＬ個分のメモリから
なるテーブルである。ここで、Ｌとは、このシステムが
オープンすることができるファイルの数である。換言す
れば、このＬはファイルの多重度を表している。

【００８１】この図に示されているように、各ファイル
のデータはＸバイトのデータで表される。従って、この
オープンファイルトラックアドレス格納テーブル１１
は、Ｘ×Ｌバイトからなるメモリ上に構成されている。
そして、図１２においては現在オープンされているファ
イルとして１からＮまでのＮ個のファイルが示されてい
る。そして、各ファイル毎に、ファイル番号と、開始シ
リンダ及び開始ヘッドと、終了シリンダ及び終了ヘッド
と、がそれぞれのファイル毎に格納されている。

【００８２】次に、独自シーク発行可否判断手段１２の
動作をフローチャートに基づき説明する。このフローチ
ャートは、図１３から図１７までに記載されており、こ
のフローチャートに示されている動作は図４におけるス
テップＳ４−６の動作である。

【００８３】まず、ステップＳ１３−１においては既に
オープンしているファイルの個数が調べられる。

【００８４】ステップＳ１３−２においては、ステップ
Ｓ１３−１における調査の結果オープンしているファイ
ル数が１であるか否かが検査される。１である場合に
は、図１４におけるステップＳ１４−１に処理が移行
し、一方、オープンしているファイル数が１ではなく２
以上であった場合には図１５におけるステップＳ１５−
１に処理が移行する。

【００８５】このように、本実施の形態においてはオー
プンしているファイルの個数によって独自シークを発行
するか否かの判断を大幅に異ならせている。これは、フ
ァイル数が１個の場合には、１つのホストコンピュータ
からのアクセスのみが来ることが明らかであり、複数の
ホストコンピュータからの入出力命令が競合して出力さ
れるということが想定できないため、ファイル数が２以
上の場合と区別して制御した方が効率的だからである。

【００８６】まず、既にオープンしているファイルの数
が１である場合について説明する。Ｋの場合の動作は図
１４のフローチャートに示されている。

【００８７】同図のフローチャートのステップＳ１４−
１において、シーケンシャルアクセスであるか否かが検
査される。この検査は、アクセス形態履歴格納テーブル
１０の格納内容を検査することにより実行される。具体
的には、図１１に示されているようにアクセス形態履歴
格納テーブル１０の内部のアクセス形態を調べることに
よりシーケンシャルアクセスか否かが検査される。

【００８８】この検査の結果、もしシーケンシャルアク
セスである場合には、ステップＳ１４−８に処理が移行
し、独自シーク発行は実施されない。独自シーク動作と
は、ホストコンピュータの入出力命令とは別個独立にヘ
ッドを移動させるシーク動作を行うことをいい、次の入
出力命令でアクセスの対象となりそうなシリンダにヘッ
ドを予め移動させておくことによって、入出力命令か出
力されてからヘッドが所望のシリンダに移動するまでの
時間を短くするために行うものである。

【００８９】さて、上述したようにシーケンシャルアク
セスである場合には、ディスクドライブ８の磁気ヘッド
は、入出力命令に従ってシリンダ間を移動するだけであ
り、独自にシークを行うことはない。これは、１個のフ
ァイルに対してシーケンシャルアクセスが行われている
ことは、シリンダが順番にアクセスされていくというこ
とを意味する。従って、独自シーク動作を行う必要が何
らないためである。むしろ、独自シーク動作を行ってし
まっては、１つのファイルの中においてシリンダが連続
的に変化して行く動作を乱すこととなり、かえってアク
セス性能の劣化をもたらすからである。

【００９０】勿論このように独自シークを行わない制御
を行うのは、ファイルが１個の場合だけであり、２個以
上の場合には後述するように独自シークを行う。

【００９１】一方、上記ステップＳ１４−１において、
シーケンシャルアクセスではないと判断された場合に
は、今回の入出力命令の１つ前に実行されている入出力
命令のシリンダを調べる。これによって、入出力命令と
しては定点アクセスであっても、実際のシリンダがどの
ようなアクセスを行っているのかを調べるためである。

【００９２】ステップＳ１４−３においては、今回の入
出力命令と、前回の入出力命令におけるシリンダが同一
であるか否かが検査される。同一である場合には、ステ
ップＳ１４−８に処理が移行し、独自シーク発行は実施
されない。これは、前回の入出力命令と、今回の入出力
命令のシリンダが同じであったことから、将来次にやっ
て来る入出力命令においても同じシリンダに対してアク
セスが行われる場合が多いと考えられるからである。同
じシリンダにアクセスが行われるならば、独自シーク動
作を行う必要はなく、行えばかえってアクセス性能の劣
化をもたらすからである。

【００９３】一方、上記ステップＳ１４−３において今
回の入出力命令と、前回の入出力命令におけるシリンダ
が同じではないと判断された場合には、ステップＳ１４
−４に処理が移行する。

【００９４】ステップＳ１４−４においては過去の入出
力命令を調べて、最もアクセスの多いシリンダ（Ｘ）を
探す。この過去の入出力命令を調べることは、上で述べ
た図１１におけるアクセス形態履歴格納テーブル１０を
参照することにより行われる。

【００９５】本実施の形態において特徴的なことは、入
出力命令の履歴を保存しておくアクセス形態履歴格納テ
ーブル１０を備えていることである。このアクセス形態
履歴格納テーブル１０に格納されている各入出力命令の
アクセス形態であるシリンダを調べることにより、アク
セスの多いシリンダ（Ｘ）を探すことができる。そし
て、この最もアクセスの多いシリンダ（Ｘ）までヘッド
をシークするための時間Ｔ_Seekの計算を行う。これは現
在のヘッドが位置するシリンダから、最もアクセスの多
いシリンダ（Ｘ）へのヘッドの移動時間である。

【００９６】次に、ステップＳ１４−５においては、今
回の入出力命令と、前回の入出力命令の発行の時間間隔
である時間Δｔを求める。この時間Δｔは、現在オープ
ンされているファイルに対する入出力命令の発行される
時間間隔であると予想される。従って次に入出力命令が
ホストコンピュータから出力されるのは、今回の入出力
命令が来てからΔｔ時間後であると予想される。

【００９７】次に、ステップＳ１４−６においては、こ
の時間Δｔが上記シーク時間Ｔ_Seekより大きいか否かが
検査される。もし、次に入出力命令が出力されるであろ
うと予想される時間間隔であるΔｔの方が、シリンダ
（Ｘ）へのシーク時間Ｔ_Seekより大きい場合には、次に
入出力命令がやってくる前に、シリンダ（Ｘ）へシーク
できる確率が高いと考えられる。従って、この検査の結
果が「ＹＥＳ」である場合には、ステップＳ１４−７に
処理が移行し、独自シーク発行を実施するのである。こ
のステップＳ１４−７における独自シークの発行は、上
で述べた最もアクセスの多いシリンダ（Ｘ）へ向うシー
ク動作である。もし、予想が現実と合致した場合には、
次に入出力命令がホストコンピュータから出力される前
に、ヘッドをシリンダ（Ｘ）に移動させることにがで
き、入出力命令で読書きを行いたいシリンダの近くにヘ
ッドを予め位置させている確率が高くなるのである。そ
の結果、次の入出力命令が出力されるまで、ヘッドを何
ら動かさないのに比べ、入出力命令が出力されてからの
シーク動作が完了するまでの時間を短くできると期待さ
れ、アクセス性能の向上したディスク記憶装置が提供す
ることができる。

【００９８】一方、上記ステップＳ１４−６においてΔ
ｔの方がシリンダ（Ｘ）へのシーク時間Ｔ_Seekより大き
くない場合には、現時点からシリンダ（Ｘ）へシークを
行っても、シリンダ（Ｘ）に到達する前に次の入出力命
令が出力されてしまう確率が高い。もし、シーク動作中
に入出力命令がやってきた場合には、その入出力命令は
待たされたり、拒否されるなどの処理が行われる。その
結果、独自シークを行うことによってかえってアクセス
性能が劣化してしまうことも考えられる。そこで、シリ
ンダ（Ｘ）へのシーク時間Ｔ_Seekの方が大きな場合に
は、図１７におけるステップＳ１７−３に処理が移行す
る。この動作の詳細については後に説明するが、シリン
ダ（Ｘ）の方向に、できるだけヘッドを動かしておこう
とするものである。すなわち、この方向に対して、使用
可能な時間すなわちΔｔ時間で移動可能な分だけヘッド
を移動させてしまうのである。この動作については後に
図１７の動作について説明する時にもう一度説明する。

【００９９】次に、図１３のステップＳ１３−２におい
てオープンしているファイル数が２以上の場合について
説明する。この場合の動作を表すフローチャートが図１
５以降に示されているまず、図１５のステップＳ１５−
１においては、現在オープンされている全てのファイル
に対して、入出力命令が発行される間隔に規則性がある
かどうかが調べられる。ここで、規則性とは入出力命令
の発行間隔が周期的であると言う意味である。

【０１００】具体的には、過去の３個の入出力命令の受
付時刻を調べるのである。つまり、今回の入出力命令
と、一回前（前回）の入出力命令と、二回前の入出力命
令の３個の入出力命令の時刻を観察する。この時刻は、
上記図１１で説明したアクセス形態履歴格納テーブル１
０を参照することにより、容易に知ることができる。こ
のアクセス形態履歴格納テーブル１０は、図１１に示さ
れているように時刻順に格納されているため、順番にＭ
バイトのデータを３ブロック参照していけば、自動的に
３個の入出力命令の受付時刻を読み出すことができる。
そして、今回の入出力命令と、前回の入出力命令の受付
時刻の差をΔｔ２と呼ぶ。また、前回の入出力命令と、
前々回の入出力命令の受付時刻の差をΔｔ３と呼ぶ。こ
のようにして求めた、Δｔ２と、Δｔ３との比較を行
い、両者がほぼ等しい場合には、規則性があると判断す
る。

【０１０１】次に、規則性がある場合には、その規則性
に基づきこれからも入出力命令が発行されるであろうと
の前提の下に、次に入出力命令が発行される予想時刻を
求める。この予想時刻から現在の時刻Ｔｐｒｅを引いた
時間が、予想時間間隔Δｔである。すなわち、現在時刻
ＴｐｒｅからΔｔ経過後に次の入出力命令が発行される
という予測を行ったのである。

【０１０２】次に、ステップＳ１５−２において、この
ような規則性が、全てのファイルに対して存在するか否
かの検査が行われる。全てのファイルに対して規則性が
存在する場合には図１６におけるステップＳ１６−１に
処理が移行する。

【０１０３】一方、必ずしも全てのファイルに規則性が
存在する訳ではないと判断された場合には、図１５にお
けるステップＳ１５−３に処理が移行する。

【０１０４】このステップＳ１５−３においては、規則
性が存在すると認められたファイルの全てに対する入出
力命令について集計を行って、単位時間当りのそれらの
ファイルに対する入出力命令の発行数を求める。さら
に、今度は規則性がないファイルに対する単位時間当り
の入出力命令の発行数を求める。このような入出力命令
の発行数はアクセス形態履歴格納テーブル１０を参照す
ることにより容易に求めることができる。このようにし
て単位時間当りの入出力命令の発行数を求め、この入出
力命令の発行数が多いものを選択する。

【０１０５】次に、ステップＳ１５−４において入出力
命令が発行された回数が最も大きいのは規則性のあるフ
ァイル群であったかどうかが検査される。規則性がある
と判断されたファイルに対する入出力命令の発行回数の
方が大きい場合には後述する図１６におけるステップＳ
１６−１に処理が移行する。

【０１０６】一方、規則性のあるファイルではなく規則
性のないファイルに対する単位時間当りの入出力命令の
発行数の方が多いと判断された場合には、ステップＳ１
５−５に処理が移行し、入出力発行回数が大きい、規則
性のないファイルに対して、最後に発行された入出力命
令を選択する。そして、この最後の入出力命令における
アクセス履歴の調査を行う。この調査の結果、シーケン
シャルアクセスが行われているか否かを知ることができ
る。

【０１０７】シーケンシャルアクセスが行われていた場
合には、図１７のアクセス形態履歴格納テーブル１０か
らその最後に発行された入出力命令のアクセス終了シリ
ンダを独自シークアドレスとする。これは、規則性のな
いファイルアクセスが行われているが、入出力の回数は
大きいファイルに対してシーケンシャルアクセスが行わ
れている時であるから、そのファイルに中のアクセスの
対象となるシリンダの位置が大幅に変化することは少な
いであろうと考えられるためである。そのため、前回の
入出力命令のアクセス終了シリンダを独自シークアドレ
スと認定し、このアドレスまでヘッドをシークさせてお
けば、次に出力される入出力命令のアクセスの対象であ
るシリンダにヘッドを予め近づけておくことができると
期待される。これは、次に出力される入出力命令のアク
セスの対象であるシリンダは、前回の入出力命令のアク
セス終了シリンダの近傍に位置するであろうと予想した
ためである。

【０１０８】さらに、このステップＳ１７−２において
は、その独自シークアドレスで指定されるシリンダまで
のシーク時間Ｔ_Seekを求める。このシーク時間は、ヘッ
ドが現在位置しているシリンダから上記独自シークアド
レスの対象であるアクセス終了シリンダまでのシーク時
間である。

【０１０９】さて、上で述べた図１５において全てのフ
ァイルに規則性がある訳ではなく、なおかつ規則性のな
いファイルに対して入出力命令の発行回数が大きい場合
には図１６のステップＳ１６−２においてシーケンシャ
ルアクセスであってもステップＳ１７−２における独自
シークアドレスとしてアクセス終了シリンダが選択され
た。

【０１１０】一方、全てのファイルに規則性がある場合
（ステップＳ１５−２）や、入出力命令の発行回数が大
きいのは規則性のあるファイルである場合（ステップＳ
１５−４）の場合には、図１６のフローチャートのステ
ップＳ１６−１に処理が移行する。

【０１１１】このステップＳ１６−１においては、現在
の時刻Ｔｐｒｅと、次に入出力命令が出力されるであろ
う時刻までの時間間隔Δｔを、それぞれのファイル毎に
求め（このΔｔの実際の算出は上記ステップＳ１５−２
において全てのファイルに規則性があるか否かを調べる
時に既に求められている）、この求めた時間間隔Δｔの
中で、最もその値が小さいファイルを選び出し、この選
んだファイルに対して最後に発行された入出力命令を選
択する。そして、この選択した入出力命令に関して、ア
クセス形態履歴格納テーブル１０を参照することによ
り、そのアクセス履歴を調べる。

【０１１２】ステップＳ１６−２においては、このよう
にして調べたアクセス履歴からシーケンシャルアクセス
か否かの検査が行われる。シーケンシャルアクセスであ
った場合には、後述する図１７のステップＳ１７−２に
処理が移行し、上述したように最後に出力された入出力
命令のアクセス終了シリンダが独自シークアドレスとさ
れる。

【０１１３】一方、ステップＳ１６−２においてシーケ
ンシャルアクセスではないと判断される場合には、最後
に発行された入出力命令のさらに１つ前の入出力命令の
シリンダが調べられる（ステップＳ１６−３）。

【０１１４】そして、ステップＳ１６−４において、最
後の入出力命令と、さらに１つ前の入出力命令のアクセ
スの対象であるシリンダが同一であるか否かの検査が行
われる。同一である場合には各入出力命令におけるシリ
ンダの移動が殆ど無いようなアクセスが行われていると
考えられるため、上で述べたようにステップＳ１７−２
において最後の入出力命令のアクセス終了シリンダを独
自シークアドレスとして設定する。すなわち、このアク
セス終了シリンダに対するシーク動作をホストコンピュ
ータの命令とは独立に行うのである。

【０１１５】一方、ステップＳ１６−４において、最後
の入出力命令と、その１つ前の入出力命令のシリンダが
同一でないと判断された場合には、図１７のフローチャ
ートのステップＳ１７−１に処理が移行する。このステ
ップＳ１７−１においては、過去の入出力命令を調べる
ことにより、最もアクセスが多かったシリンダ（Ｘ）を
探すのである。

【０１１６】このように、ステップＳ１７−１において
は最もアクセスの多いシリンダ（Ｘ）を探し、このシリ
ンダ（Ｘ）への現在のヘッド位置からのシーク時間Ｔ
_Seekを計算する。すなわち、このステップＳ１７−１に
おいてはこのシリンダ（Ｘ）を独自シークの対象シリン
ダに認定し、このシリンダ（Ｘ）までの移動時間を算出
している。

【０１１７】このように、本実施の形態においてはアク
セス形態、ファイルに対する入出力命令の発行状況、ま
た入出力命令がシーケンシャルアクセスであるか否か、
などに基づき独自シークの対象シリンダをどのシリンダ
にするかを定めている。 例えば、このステップＳ１７
−１においては、シーケンシャルアクセスではない場合
において、かつ最後の入出力命令とその前の入出力命令
のシリンダを調べて、現実に異なるシリンダに対してア
クセスが行われている場合、または、シーケンシャルア
クセスではなく、かつ、実質的に同じシリンダに対して
アクセスが行われていない場合には、過去の履歴から最
もアクセスの多いシリンダ（Ｘ）を探し出しているので
ある。そして、このシリンダ（Ｘ）に対して独自シーク
を行おうとするものである。

【０１１８】一方、シーケンシャルアクセスの場合、ま
たは、シーケンシャルアクセスでなくても実質的には同
じような位置のシリンダに対してアクセスが集中してい
る場合には最後の入出力命令に対するシリンダに再びア
クセスが行われる場合が多いと考えられる。従って、上
記ステップＳ１７−２において最後の入出力命令のアク
セス終了シリンダを独自シークの対象となるシリンダと
して定めたのである。

【０１１９】以上のようにして、本実施の形態において
は、独自シークの対象となるシリンダを定め、かつその
シリンダにシークする時間をそれぞれ求めた。次に、ス
テップＳ１７−３においては次に出力されるであろう入
出力命令が出力されるまでの時間Δｔと、上で求めたシ
ーク時間Ｔ_Seekとの比較が行われる。この比較の結果、
Δｔの方が大きい場合にはステップＳ１７−６に処理が
移行し、そうでない場合にはステップＳ１７−４に処理
が移行する。Δｔの方がシーク時間Ｔ_Seekより大きい場
合には次に入出力命令が出力される前にシークが完了す
ると予想されるため、ステップＳ１７−６において独自
シークの発行が行われる。このシークにおいては、ステ
ップＳ１７−１やステップＳ１７−２で求めたシリンダ
（Ｘ）や、アクセス終了シリンダを、シークの対象とし
ている。

【０１２０】一方、Δｔの方がシーク時間Ｔ_Seekよりも
大きくない場合には、ステップＳ１７−４においてシー
クの対象であるシリンダ、すなわちシリンダ（Ｘ）また
はアクセス終了シリンダの方向にΔｔ時間で移動可能な
シリンダを計算して求める。すなわち、このステップＳ
１７−４における計算は、最終的な目標となるシリンダ
ーまでは行けないものの、そのシリンダにより近い位置
までシークを行おうとするものである。

【０１２１】次に、ステップＳ１７−５においてそのよ
うにして求めたシリンダに対して独自シークの発行が行
われる。これによって、何も独自シークを行わないこと
に比べれば、より入出力命令の対象となる可能性の高い
シリンダに近付くことができ、シーク時間の短縮化を図
ることができると考えられる。

【０１２２】最後に、本実施の形態に係るディスク制御
装置による制御の様子をタイムチャートに基づき説明す
る。図１８には、本実施の形態に係るディスク制御装置
が制御を行った場合のヘッドのシーク動作を表すタイム
チャートが示されている。この図において、横軸は時間
を表し、縦軸はヘッドが位置するシリンダを表す。この
図１８に示されているタイムチャートは、従来の図２２
に対応するものであり、同様にホストＡ２及びホストＢ
３の双方からアクセスされる場合の動作について示され
ている。

【０１２３】ここで、ホストＡ２はシリンダＣＹＬ１か
らＣＹＬ２の範囲にあるファイルに対してシーケンシャ
ルアクセスを行っている。また、このホストＡ２が実際
にアクセスするシリンダは、この図においてシリンダＣ
ＹＬＡで表されている。

【０１２４】一方、ホストＢ３は、シリンダＣＹＬ３か
らＣＹＬ４の間にあるファイルＢをオープンしてこのフ
ァイルＢに対してアクセスを行っている。そして、この
ホストＢ３についてもシーケンシャルアクセスを行って
いる。ホストＢ３がアクセスするシリンダは、この図に
おいてシリンダＣＹＬＢで表されている。

【０１２５】まず、ホストＡ２による入出力命令Ａ１に
よってヘッドがシークし、ヘッドがシリンダＣＹＬＡに
位置する。この入出力命令Ａ１は時刻ｔ１において発行
されている。また、この入出力命令Ａ１によるシーク動
作は、図１８においてＳＥＥＫ１で表されている。

【０１２６】次に、時刻ｔ２においてホストＢ３から入
出力命令Ｂ１が発行される。この入出力命令Ｂ１はＣＹ
ＬＢのシリンダにおいて入出力を行うものであり、ディ
スク制御装置１は、ヘッドをシークし、シリンダＣＹＬ
Ｂに位置させる。このシーク動作が、図１８においてＳ
ＥＥＫ２で表されている。なお、時刻ｔ１と時刻ｔ２と
の間の時間間隔がΔｔ１で表されている。

【０１２７】次に、時刻ｔ３において入出力命令Ａ２が
ホストＡ２から発行されている。ディスク制御装置１
は、この入出力命令Ａ２に対応して、ＳＥＥＫ３で表さ
れているシーク動作を行い、ヘッドをシリンダＣＹＬＡ
に位置させる。以下、同様にして時刻ｔ４、時刻ｔ５に
おいてそれぞれ入出力命令Ｂ２及び入出力命令Ａ３がホ
ストＢ３とホストＡ２から交互に発行されている。ここ
までのヘッドの動き及びデータの入出力に関しては従来
のディスク制御装置と同様の制御が行われている。

【０１２８】しかしながら、本実施の形態においては、
従来の技術と異なり、この時刻ｔ１から時刻ｔ５までの
間における入出力命令の履歴がアクセス形態履歴格納テ
ーブル１０に格納されている。このように、本実施の形
態においてはディスク制御装置１が動作を開始してから
所定期間は入出力命令の発行パターンを検知する期間と
して独自シーク動作は行わないように設定している。本
文では、この期間を、入出力命令発行パターン検知期間
と呼び、この期間においては、従来と同様の制御を行い
ながら、入出力命令のアクセス形態をアクセス形態履歴
格納テーブル１０に格納する動作のみを行っている。こ
れは、十分にアクセス形態の履歴を格納しないうちに独
自シークを発行すると、誤った方向にシーク動作を行っ
てしまう確率が高くなり、却ってディスク記憶装置のア
クセス性能が劣化してしまうおそれがあるからである。

【０１２９】時刻ｔ５においてある程度入出力命令の履
歴がアクセス形態履歴格納テーブル１０に格納されてい
ると判断されたため、独自シーク発行可否判断手段１２
が適宜独自シーク動作を行うようになる。例えば、時刻
ｔ５において入出力命令Ａ３がホストＡ２から発行され
た時には、ヘッドはその入出力命令Ａ３に基づきシリン
ダＣＹＬＡに移動するが、入出力動作が完了した後、独
自シークＳＥＥＫ６が発行される。これは、今までのア
クセス履歴に基づき、シリンダＣＹＬＢに対して入出力
命令が発行されると予測したためである。また、その予
測時刻は今までの入出力命令の発行間隔、すなわちΔｔ
１、Δｔ２、Δｔ３、Δｔ４の間隔が今後も続き、その
時間間隔で入出力命令が発行されると仮定した場合に、
時刻ｔ７においてＣＹＬＢに対する入出力命令が発行さ
れると予測したものである。

【０１３０】具体的な予測の流れを説明する。

【０１３１】まず、上記ステップＳ１３−１において、
オープンされているファイル数が１ではないため、ステ
ップＳ１３−２において「ＮＯ」の方向に移行し、ステ
ップＳ１５−１に移行する。

【０１３２】ステップＳ１５−１においては、オープン
されている各ファイルの入出力命令の発行間隔が検査さ
れ、規則性の有無が検査される。図１８に示されている
例においては、全てのファイルに規則性ありと判断され
る。そのため、ステップＳ１５−２において、「ＹＥ
Ｓ」の方向に移行し、ステップＳ１６−１に処理が移行
する。

【０１３３】ステップＳ１６−１においては、現在時刻
から、最も近い将来に入出力命令が発行されるであろう
ファイルを選択する。このファイルはホストＢ３からア
クセスされるファイルであり、図１８においてシリンダ
ＣＹＬ３〜ＣＹＬ４の間に位置する。そして、そのファ
イルに最後に発行された入出力命令について調べられ
る。上で述べたように、ホストＢ３はシーケンシャルア
クセスを行っているので、ステップＳ１６−２において
は、「ＹＥＳ」の方向に処理が移行する。

【０１３４】そして、ステップＳ１７−２においては、
最後の入出力命令のアクセス終了シリンダが独自シーク
アドレスとして認定され、そのシーク時間Ｔ_SEEKが算出
される。次にステップＳ１７−３においては、現在時刻
から次に入出力命令が来るであろう時刻までの時間Δｔ
と、上記Ｔ_Seekとが比較される。この比較の結果、Δｔ
の方がＴ_Seekがより大きくはなかったため、「ＮＯ」の
方向に処理が移行し、ステップＳ１７−４において、現
在からΔｔ時間で、ヘッドがアクセス終了シリンダー方
向で移動できるシリンダのうち最も遠いシリンダを求め
る。最後に求めたシリンダに対して独自シークがステッ
プＳ１７−５において実行される。この独自シーク動作
がＳＥＥＫ６である。

【０１３５】なお、図１８における時刻ｔ７までの時間
間隔、すなわちシリンダＣＹＬＡにおける入出力動作が
完了した時刻ｔ６から、次に入出力命令が発行されると
予測される時刻ｔ７までの時間間隔が十分にある場合に
は、このシーク動作ＳＥＥＫ６によってヘッドは完全に
シリンダＣＹＬＢまで移動させることになる。この場合
は、上記ステップＳ１７−３において「ＮＯ」の方向に
処理が移行し、ステップＳ１７−６において、最終シリ
ンダすなわちシリンダＣＹＬＢまでのシーク動作が実行
される。

【０１３６】しかしながら、図１８に示されている例に
おいては、時刻ｔ６と時刻ｔ７との時間間隔が十分には
ないため、ヘッドをシリンダＣＹＬＢの方向にできるだ
け移動させるようにシーク動作ＳＥＥＫ６を行ってい
る。この結果、独自シークの発行はシリンダＭ１までの
シーク動作となり、入出力命令Ｂ３が発行されてから、
改めてシーク動作ＳＥＥＫ７が行われるのである。この
ように、本実施の形態においてはヘッドの位置を、次に
アクセスされるであろうシリンダのなるべく近くにまで
移動させているため、入出力命令が発行されてから行わ
れるシーク動作（図１８の例においてはＳＥＥＫ７）の
時間を短くすることができ、全体的にアクセス性能の向
上を図ることができる。なお、本実施の形態においては
独自シークを実行する期間を独自シーク発行期間と呼ん
でいる。

【０１３７】さて、入出力命令Ｂ３に対応してシリンダ
ＣＹＬＢにおける入出力動作が完了した後、ディスク制
御装置１は次に発行される入出力命令の予測を行う。こ
の結果、時刻ｔ９においてシリンダＣＹＬＡに対する入
出力命令が発行されると予測し、このシリンダＣＹＬＡ
になるべく近付くように独自シークＳＥＥＫ８を発行す
る。このシーク動作によって、図１８に示されているよ
うにシリンダＭ２に対してヘッドが移動していくのであ
る。そして、実際に時刻ｔ９において入出力命令Ａ４が
発行された後に、シーク動作ＳＥＥＫ９を行い、ヘッド
をシリンダＣＹＬＡに移動させているのである。この独
自シーク動作ＳＥＥＫ８においても、時刻ｔ８から時刻
ｔ９までの時間が短いため、なるべくシリンダＣＹＬＡ
に近いシリンダであるシリンダＭ２にまでシーク動作Ｓ
ＥＥＫ８を行ったが、この時間間隔が十分にある場合に
は、このシーク動作ＳＥＥＫ８によって最終的なシリン
ダであるシリンダＣＹＬＡまで動作することが勿論好ま
しい。

【０１３８】以上述べたように、本実施の形態によれ
ば、次に発行されるであろう入出力命令の時刻及びこの
入出力命令によってアクセスされるであろうシリンダを
予測し、その時刻までに十分に余裕がある場合にはその
予想されるシリンダまで独自シークを行い、時間の余裕
がない場合にはなるべくそのシリンダに近付く方にヘッ
ドを移動させた。この結果、入出力命令が発行されてか
らシーク動作を行って所望のシリンダに到達するまでの
時間を短くすることができ、アクセス性能の向上したデ
ィスク記憶装置を提供することができる。

【０１３９】

【発明の効果】以上述べたように、本発明によれば、ア
クセス形態の履歴に基づき、入出力命令を予測したの
で、効率的な独自シークを行うことができ、アクセス性
能の向上したディスク制御装置が得られる。

【０１４０】本発明によれば、ヘッドスイッチ回数が多
い場合にはシーケンシャルアクセスと判断するので、実
際のアクセスの状況に基づいて入出力命令の予測を行う
ことができる。

【０１４１】本発明によれば、ヘッドスイッチ回数が少
ない場合には定点アクセスと判断するので、実際のアク
セスの状況に基づいて入出力命令の予測を行うことがで
きる。

【０１４２】本発明によれば、シーケンシャルアクセス
の場合には、最後の入出力命令のシリンダーまで独自シ
ークを行うので、効率的な独自シークを行うことがで
き、アクセス性能の向上したディスク制御装置が得られ
る。

【０１４３】本発明によれば、定点アクセスの場合であ
って、最後の入出力命令と最後から１つ前の入出力命令
のシリンダが同一の場合には、実際上はシーケンシャル
アクセスであると見なし、その同一であるシリンダに対
して独自シークを行うので、効率的な独自シークを行う
ことができ、アクセス性能の向上したディスク制御装置
が得られる。

【０１４４】本発明によれば、定点アクセスの場合に
は、最後の入出力命令と最後から１つ前の入出力命令の
シリンダが非同一の場合には、実際上もシーケンシャル
アクセスではないと判断し、過去最も多くアクセスして
いるシリンダに対して独自シークを行うので、効率的な
独自シークを行うことができ、アクセス性能の向上した
ディスク制御装置が得られる。

【０１４５】本発明によれば、独自シークによる目標シ
リンダへの移動時間が、予測された入出力命令の発行時
刻から現在時刻を引いた時間より短い場合には、次の入
出力命令が発行される前に独自シークを終了させること
ができると判断し、そのまま独自シークを行うので、ア
クセス性能の向上したディスク制御装置が得られる。

【０１４６】本発明によれば、独自シークによる目標シ
リンダへの移動時間が、予測された入出力命令の発行時
刻から現在時刻を引いた時間より短くない場合には、次
の入出力命令が発行される前に独自シークを終了させる
ことができないと判断し、なるべく目標となるシリンダ
に近いシリンダまで独自シークを行うので、アクセス性
能の向上したディスク制御装置が得られる。

【０１４７】本発明によれば、ディスク制御装置が稼働
してから所定期間は独自シーク発行を行わずにアクセス
履歴の蓄積を行っている。その結果、履歴が不完全な状
態における不正確な独自シークを行ってしまうおそれを
小さくすることができ、アクセス性能の向上したディス
ク制御装置が得られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本実施の形態に係るディスク制御装置の構成
ブロック図である。

【図２】 本実施の形態においてアプリケーションソフ
トウェアの動作を表すフローチャートである。

【図３】 ファイルのオープンとクローズの関係を表す
説明図である。

【図４】 本実施の形態におけるディスク制御装置にお
ける入出力命令の処理動作を表すフローチャートであ
る。

【図５】 図４におけるステップＳ４−３コマンドのデ
コードを表すフローチャートである。

【図６】 図４におけるステップＳ４−３におけるコマ
ンドの実行を表すフローチャートである。

【図７】 図４におけるステップＳ４−３におけるコマ
ンドの実行を表すフローチャートである。

【図８】 図４におけるステップＳ４−３におけるコマ
ンドの実行を表すフローチャートである。

【図９】 図４におけるステップＳ４−５のアクセス形
態検知手段の処理動作を表すフローチャートである。

【図１０】 図４におけるステップＳ４−５のアクセス
形態検知手段の処理動作を表すフローチャートである。

【図１１】 アクセス形態履歴格納テーブルの格納内容
を表す説明図である。

【図１２】 オープンファイルトラックアドレス格納テ
ーブルの格納内容を表す説明図である。

【図１３】 図４におけるステップＳ４−６の独自シー
ク発行可否判断手段の動作を表すフローチャートであ
る。

【図１４】 図４におけるステップＳ４−６の独自シー
ク発行可否判断手段の動作を表すフローチャートであ
る。

【図１５】 図４におけるステップＳ４−６の独自シー
ク発行可否判断手段の動作を表すフローチャートであ
る。

【図１６】 図４におけるステップＳ４−６の独自シー
ク発行可否判断手段の動作を表すフローチャートであ
る。

【図１７】 図４におけるステップＳ４−６の独自シー
ク発行可否判断手段の動作を表すフローチャートであ
る。

【図１８】 本実施の形態に係るディスク制御装置の具
体的な動作と効果を表すタイムチャートである。

【図１９】 一般的なディスクドライブの構成を表す説
明図である。

【図２０】 論理トラックとシリンダの関係を表す説明
図である。

【図２１】 論理トラックとレコードの関係を表す説明
図である。

【図２２】 従来のディスク制御装置の構成を現す構成
ブロック図である。

【図２３】 従来のディスク制御装置における動作を表
すタイムチャートである。

【符号の説明】

１ ディスク制御装置、２ ホストＡ、３ ホストＢ、
４ ＣＰＵ切替スイッチ、５ データバッファ、６ デ
ィスクドライブＩ／Ｆ、７ マイクロプロセッサ、８
ディスクドライブ、９ アクセス形態検知手段、１０
アクセス形態履歴格納テーブル、１１ オープンファイ
ルトラックアドレス格納テーブル、１２独自シーク発行
可否判断手段。

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のホストコンピュータ群によって共
   用されているディスク記憶装置のディスク制御装置にお
   いて、 前記ホストコンピュータ群が発行する入出力命令の履歴
   を格納するアクセス形態履歴格納テーブルと、 前記ディスク記憶装置上においてオープンされているフ
   ァイルのトラックアドレスを格納するオープンファイル
   トラックアドレス格納テーブルと、 前記ホストコンピュータ群が発行する入出力命令を観察
   し、前記入出力命令が前記ディスク記憶装置をアクセス
   する形態を検知し、前記入出力命令の前記アクセス形態
   と、前記入出力命令のアクセスするシリンダと、前記入
   出力命令の受付時刻と、を前記アクセス形態履歴格納テ
   ーブルに格納するアクセス形態検知手段と、 前記アクセス形態履歴格納テーブルに格納されている、
   前記アクセス形態の履歴に基づき、次に前記ホストコン
   ピュータから発行されるであろう次の入出力命令を予測
   し、前記次の入出力命令で指定されると予測されるシリ
   ンダに前記ディスク記憶装置のヘッドが近づく方向に、
   前記ヘッドを移動させる独自シークを行う独自シーク発
   行可否判断手段と、 を含むことを特徴とするディスク制御装置。
2. 【請求項２】 前記アクセス形態検知手段は、ヘッドス
   イッチ回数が所定回数以上である場合には、アクセス形
   態としてシーケンシャルアクセスを前記アクセス形態履
   歴格納テーブルに格納することを特徴とする請求項１記
   載のディスク制御装置。
3. 【請求項３】 前記アクセス形態検知手段は、ヘッドス
   イッチ回数が所定回数未満である場合には、アクセス形
   態として定点アクセスを前記アクセス形態履歴格納テー
   ブルに格納することを特徴とする請求項１記載のディス
   ク制御装置。
4. 【請求項４】 前記独自シーク発行可否判断手段は、前
   記アクセス形態履歴格納テーブルに格納されている前記
   アクセス形態がシーケンシャルアクセスである場合に
   は、最後に発行された入出力命令のアクセスしたシリン
   ダを、独自シーク動作の目標シリンダとすることを特徴
   とする請求項１、２、３のいずれかに記載のディスク制
   御装置。
5. 【請求項５】 前記独自シーク発行可否判断手段は、前
   記アクセス形態履歴格納テーブルに格納されている前記
   アクセス形態が定点アクセスであり、かつ、最後の入出
   力命令のアクセスするシリンダと最後の入出力命令の１
   回前の入出力命令のアクセスするシリンダとが同一でな
   い場合には、前記アクセス形態履歴格納テーブルに格納
   されている過去の入出力命令の履歴を参照し、最もアク
   セスの多いシリンダを、独自シーク動作の目標シリンダ
   とすることを特徴とする請求項１、２、３のいずれかに
   記載のディスク制御装置。
6. 【請求項６】 前記独自シーク発行可否判断手段は、前
   記アクセス形態履歴格納テーブルに格納されている前記
   アクセス形態が定点アクセスであり、かつ、最後の入出
   力命令のアクセスするシリンダと最後の入出力命令の１
   回前の入出力命令のアクセスするシリンダとが同一であ
   る場合には、最後に発行された入出力命令のアクセスし
   たシリンダを、独自シーク動作の目標シリンダとするこ
   とを特徴とする請求項１、２、３のいずれかに記載のデ
   ィスク制御装置。
7. 【請求項７】 前記独自シーク発行可否判断手段は、ヘ
   ッドの現在位置から、前記目標シリンダへシークするの
   に必要な時間Ｔ_SEEKと、現在時刻Ｔ_PREから次に入出力
   命令が発行されると予測される時刻までの時間Δｔと、
   を比較し、前記Δｔが前記Ｔ_SEEKより大きい場合には前
   記目標シリンダを到達先とする前記独自シーク動作を行
   うことを特徴とする請求項４、５、６のいずれかに記載
   のディスク制御装置。
8. 【請求項８】 前記独自シーク発行可否判断手段は、ヘ
   ッドの現在位置から、前記目標シリンダへシークするの
   に必要な時間Ｔ_SEEKと、現在時刻Ｔ_PREから次に入出力
   命令が発行されると予測される時刻までの時間Δｔと、
   を比較し、前記Δｔが前記Ｔ_SEEKより大きくない場合に
   は、前記Δｔの時間で移動可能なシリンダーの中で、前
   記目標シリンダに最も近いシリンダを到達先とする前記
   独自シーク動作を行うことを特徴とする請求項４、５、
   ６のいずれかに記載のディスク制御装置。
9. 【請求項９】 前記独自シーク発行可否判断手段は、デ
   ィスク記憶装置に対するアクセスが開始されてから所定
   期間経過後に、前記独自シーク動作を開始することを特
   徴とする請求項１、２、３、４、５、６、７、８のいず
   れかに記載のディスク制御装置。