JP2001312373A - データの書き込み方法およびディスクドライブ装置 - Google Patents

データの書き込み方法およびディスクドライブ装置

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JP2001312373A
JP2001312373A JP2000121853A JP2000121853A JP2001312373A JP 2001312373 A JP2001312373 A JP 2001312373A JP 2000121853 A JP2000121853 A JP 2000121853A JP 2000121853 A JP2000121853 A JP 2000121853A JP 2001312373 A JP2001312373 A JP 2001312373A
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秀二 山田
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Abstract

(57)【要約】 【課題】 セクタバッファが占有される状態を回避し、
書き込み時の待ち時間を短縮してハードディスクドライ
ブ装置のパフォーマンスを向上する。 【解決手段】 既保持の書き込みコマンドが実行待ち状
態にあるとき、新たな書き込みコマンドを受け取り、既
保持コマンドのＬＢＡとの位置関係を表すヒットステー
タスをチェックし、記録媒体への書き込み順序を再配列
し、再配列された書き込み順序に従って媒体に書き込み
データを記録する処理を行う。このとき、セクタバッフ
ァの空き領域が規定の基準値以下であり、かつヒットス
テータスがＮＯ ＨＩＴであるときには受け入れたコマ
ンドに対するコマンドコンプリート信号を発行せず、媒
体への記録処理を優先する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、ディスクドライブ
装置におけるデータの書き込みに関し、特にデータの書
き込み待ち時間の低減に適用して有効な技術に関する。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータの外部記憶装置としてのハ
ードディスクドライブ装置に対してホストコンピュータ
から複数の書き込み要求がなされた場合に、実際にハー
ドディスクドライブ装置にデータの書き込みが実行され
終了するまでには相当の時間が必要である。したがっ
て、ハードディスクドライブ装置は、書き込み要求に関
するコマンドを受け取ったことをホストコンピュータに
通知する一方、実行待ちの書き込みコマンドを保持する
ことになる。
【０００３】書き込み対象のデータは、たとえばその先
頭アドレスと後尾アドレスとが論理的に連続したリング
キャッシュメモリに記録される。リングキャッシュメモ
リへのデータの記録は、ホストコンピュータからの書き
込み要求の順に行われる。キャッシュメモリ内の書き込
みデータを実際にハードディスクドライブ装置の媒体に
書き込む順番には二種類の方法がある。第１に、ホスト
からの書き込み要求順、つまりキャッシュに記録された
順にデータを読み出し、媒体に記録する方法である。第
２に、書き込みコマンドに含まれる媒体のセクタ情報を
参照して書き込みの順番を再配列する方法である。
【０００４】前記第１の方法では、データが書き込まれ
る媒体のセクタが書き込み順に対してランダムであるた
め、ヘッドのシーク動作に時間がかかり、書き込み速度
が制限される。このため、ヘッドのシーク時間が最短に
なるように書き込みの順番を再配列する第２の方法が多
く用いられる。第２の方法の一例として、ＲＰＯ（Rota
tional Position Optimization）を用いる方法がある。
【０００５】すなわち、実行待ちの書き込みコマンドが
複数存在する場合には、ＲＰＯによって順次実行するコ
マンドを選択することが行われている。ＲＰＯは実行待
ちのコマンドを実行したときに、磁気ディスク上の目標
となるトラックへのシークを開始してから当該トラック
に到達するまでのシーク時間と、到達後に目標のセクタ
にアクセスを開始するまでのディスク回転待ち時間とを
予想する。そして、このシーク時間および回転待ち時間
の合計が最短となる実行待ちコマンドを、次に実行する
コマンドとして選択する手法である。
【０００６】ＲＰＯによりコマンドの実行時間を短縮す
ることができるため、ハードディスクドライブ装置のパ
フォーマンスが向上する。しかし、ＲＰＯによるコマン
ドの実行時間をより一層短縮してハードディスクドライ
ブ装置のパフォーマンスを向上することが望ましいこと
は言うまでもない。
【０００７】パフォーマンスを向上する一つの手法とし
て、本願と同一の出願人にかかる先願（特願２０００−
０１９３７９）の技術がある。すなわち、書き込み実行
待ち状態にある先行書き込みコマンドの論理的ブロック
アドレスと新たに書き込み要求がなされた後続書き込み
コマンドの論理的ブロックアドレスを比較して、前記先
行書き込みコマンドと前記後続書き込みコマンドとの論
理的ブロックアドレス上の位置関係を判断し、この位置
関係判断により前記先行書き込みコマンドと前記後続書
き込みコマンドとが論理的ブロックアドレス上で離間し
ていると判断された場合には、その離間距離が規定の離
間距離以下であるか否かを判断し、前記離間距離判断に
より前記先行書き込みコマンドと前記後続書き込みコマ
ンドとの論理的ブロックアドレス上の離間距離が規定の
距離以下であると判断された場合には、前記先行書き込
みコマンドに対応する書き込みデータと前記後続書き込
みコマンドに対応する書き込みデータとを連続して前記
記録媒体に書き込むデータ書き込み方法を採用できる。
【０００８】このようなデータ書き込み方法では、実際
のデータの書き込み順序は、論理的ブロックアドレス上
の離間距離が短くなるように書き込まれるので、アーム
のシーク動作が最短距離で行われ、書き込みのための待
ち時間を最短にすることができる。これにより、書き込
みの効率化を図り、ハードディスクドライブ装置のパフ
ォーマンスを向上できる。
【０００９】
【発明が解決しようとする課題】しかし、前記特願２０
００−０１９３７９の方法では、以下のような問題があ
る。すなわち、書き込みデータは、書き込み要求の順に
キャッシュメモリに記録されるため、最初に記録された
データが書き込まれるまではキャッシュメモリが開放さ
れない。キャッシュメモリがフルに使用された場合には
書き込みコマンドを受け入れることができず、大きな待
ち時間を発生させることになる。つまり、前記方法では
キャッシュに書き込まれた順序（つまり書き込み要求の
順序）に関係なく、論理的ブロックアドレスが近い順に
キャッシュからデータが読み出されて書き込みが行われ
る。このため、たとえば、媒体に実際に書き込まれたデ
ータが記録されているキャッシュ領域（ページ）の前の
ページのデータが既に媒体に書き込まれているとは限ら
ない。リングキャッシュメモリの利用を前提とする前記
方法では、メモリの先頭アドレスを示すポインタは、そ
のポインタの位置するページが書き込まれてポインタが
次ページに移動するので、ポインタが指し示すアドレス
（先頭アドレス）のデータが媒体に書き込まれるまで
は、先頭アドレス以降のキャッシュメモリは開放されな
いこととなる。このような場合、仮に複数の書き込みコ
マンドのうち、先頭アドレスまたはこれに近いアドレス
のデータが最後まで媒体に書き込まれないときには、最
後までキャッシュメモリは開放されず、外部装置からの
書き込み要求は、最後のデータが書き込まれるまで待っ
て受け入れることになる。つまり、書き込みの待ち時間
が長くなり、パフォーマンスの向上を阻害する場合が生
じる。
【００１０】本発明の目的は、キャッシュメモリ（セク
タバッファ）が占有される状態を回避し、書き込み時の
待ち時間を短縮してハードディスクドライブ装置のパフ
ォーマンスを向上することにある。
【００１１】
【課題を解決するための手段】本願発明の概要を説明す
れば以下の通りである。すなわち、本願発明のデータの
書き込み方法は、外部装置から書き込み要求がなされた
書き込みデータを記録媒体に書き込むデータの書き込み
方法であって、書き込みコマンドを受け取るステップ
と、前記書き込みコマンドに先行する先行書き込みコマ
ンドに対応する書き込みデータに加えて、前記書き込み
コマンドに対応する書き込みデータを一時記憶領域に記
録するステップと、前記一時記憶領域のフリースペース
が、前記書き込みデータの一単位に相当する記憶スペー
スを越える所定の基準値より大きい第１条件を判断する
ステップとを含み、前記第１条件を満足する場合には、
前記書き込みコマンドに対するコマンドコンプリート信
号を前記外部装置に返信する。
【００１２】また、本願発明のディスクドライブ装置
は、ランダムアクセス可能なディスク状記録媒体と、外
部装置から送信された書き込みコマンドを実行するまで
これを保持するコマンド保持手段と、前記書き込みコマ
ンドに対応する書き込みデータを一時記憶する記憶手段
と、前記書き込みデータを前記ディスク状記録媒体に書
き込むよう指示する書き込み指示手段と、前記記憶手段
のフリースペースが、前記書き込みデータの一単位に相
当する記憶スペースを越える所定の基準値より大きい第
１条件を判断する論理を備えた第１判断手段とを有し、
前記第１判断手段により前記第１条件を満足すると判断
された場合には、前記新規書き込みコマンドに対するコ
マンドコンプリート信号を前記外部装置に返信するもの
である。
【００１３】このようなデータ書き込み方法またはディ
スクドライブ装置によれば、前記第１条件を判断して、
一時記憶領域（バッファメモリ）に十分な量のフリース
ペースが存在するかを判断できる。これにより、新規書
き込みコマンドに対するコマンドコンプリートを外部装
置に直ちに返送できる。逆に、バッファメモリに十分な
空き領域が存在しない場合には、新規書き込みコマンド
に対するコマンドコンプリートの返送を待機する。外部
装置はコマンドコンプリート信号を受けない限り、次の
書き込みコマンドをディスク装置に送信することがない
ので、ディスク装置では、実際の記録媒体への書き込み
がある程度終了してバッファメモリに空き領域が開放さ
れるまで次の書き込みコマンドを受け取る事がない。こ
の結果、バッファメモリの空き領域が存在しないことに
起因する大きな待ち時間の発生を事前に防止することが
でき、ディスクドライブ装置のパフォーマンスを向上で
きる。なお、本発明における空き領域の基準値は、従来
マルチプルコマンド等で指定される最小限の空き領域を
越えるバッファ空き領域を確保するためのものである。
従来以上に大きなバッファ空き領域を確保することによ
り、書き込み順序の再配列が行われてごく初期に受け入
れた書き込みコマンドの実行が遅れるような状況が発生
しても、バッファメモリの占有に起因する大きな待ち時
間の発生を抑制することを目的にしている。
【００１４】なお、前記データ書き込み方法またはディ
スクドライブ装置において、前記先行書き込みコマンド
と前記書き込みコマンドとの各論理的ブロックアドレス
を比較して、前記書き込みコマンドの論理的ブロックア
ドレスの位置が前記先行書き込みコマンドの論理的ブロ
ックアドレスの位置に対して重複または所定の離間距離
以下である第２条件を判断するステップまたは手段をさ
らに含み、前記第１条件または前記第２条件の何れかの
条件を満足する場合には、前記書き込みコマンドに対す
るコマンドコンプリート信号を前記外部装置に返信する
ように構成することができる。
【００１５】このような場合、前記第２条件を判断し
て、新たに受け取られる書き込みコマンド（新規書き込
みコマンド）が、既に一時記憶領域（バッファメモリ）
に記録されている書き込みコマンドに関連するコマンド
であるか否かを判断できる。これにより、前記第１条件
の判断と併せて、新規書き込みコマンドが、既に保持さ
れている書き込み待ち状態の書き込みコマンドに関連し
（つまり第２条件を満足し）、あるいは、バッファメモ
リに十分な空き領域が存在する（つまり第１条件を満足
する）場合には、新規書き込みコマンドに対するコマン
ドコンプリートを外部装置に直ちに返送できる。逆に、
新規書き込みコマンドが書き込み待ち状態の既保持書き
込みコマンドに関連せず、かつ、バッファメモリに十分
な空き領域が存在しない場合には、新規書き込みコマン
ドに対するコマンドコンプリートの返送を待機する。コ
マンドコンプリート信号を受けとらない外部装置の動作
は前記と同様である。この結果、バッファメモリの空き
領域が存在しないことに起因する大きな待ち時間の発生
を事前に防止することができ、ディスクドライブ装置の
パフォーマンスを向上できる。特に、新規書き込みコマ
ンドと既保持書き込みコマンドとの関連性がある（ヒッ
トステータスにおいてノーヒットでない）と判断される
ときには、書き込みコマンド間での書き込み順序の再配
列を行うメリットが大きい一方、ヒット率が高いような
場合には初期に受け入れられたコマンドの実行が後に配
置される確率も高くなるので、バッファメモリに余裕を
持たせる意義が大きい。
【００１６】なお、前記第２条件を満足する場合には、
先行書き込みコマンド（既保持書き込みコマンド）に対
応する書き込みデータと前記書き込みコマンド（新規書
き込みコマンド）に対応する書き込みデータとを連続し
て前記記録媒体（ディスク状記録媒体）に書き込むこと
ができる。これにより、互いに関連する書き込みコマン
ドで一つのコマンド隗を形成し、このコマンド隗内での
書き込みシーケンスをヘッドアームのシーク時間が最短
になるように最適化し、書き込み時間の短縮を図ってデ
ィスク装置の書き込み性能を向上できる。
【００１７】
【発明の実施の形態】以下、本発明を実施の形態に基づ
き説明する。
【００１８】図１は、本発明を実施するコンピュータの
外部記憶装置としてのＨＤＤ（HardDisk Drive）装置１
０の概略構成を示す図である。
【００１９】同図に示されるように、ＨＤＤ装置１０
は、記憶媒体としてデータを記憶する磁気ディスク２
１、磁気ディスク２１を回転駆動するスピンドルモータ
２２を備えている。磁気ヘッド２３は、磁気ディスク２
１へのデータの記録・再生(書き込み・読み出し)を行
う。ヘッドアーム２４は、その先端に磁気ヘッド２３を
備え、磁気ディスク２１の記録面の上空を移動してい
る。また、アクチュエータ２５は、ヘッドアーム２４を
保持すると共にヘッドアーム２４を回転駆動させてい
る。これらによって、磁気ヘッド２３は、磁気ディスク
２１の略半径方向を移動し、磁気ディスク２１の記録面
に対してランダムにアクセスできるように構成されてい
る。
【００２０】磁気ディスク２１、スピンドルモータ２
２、磁気ヘッド２３およびアクチュエータ２５から構成
される駆動機構は、制御回路３０によって制御されてい
る。この制御回路３０は、ＨＤＣ(Hard Disk Controlle
r)３１、ＲＯＭ３２、ＲＡＭ３３およびホストＩ/Ｆ
（インターフェース）３４を備えており、これらはバス
３５を介して相互に接続されている。
【００２１】ＨＤＣ３１は、ＨＤＤ装置１０の内部コン
トローラとして、ＲＯＭ３２に記憶された制御プログラ
ムと制御データに従ってＨＤＤ装置１０の全体を制御し
ている。このＨＤＣ３１は、サーボ制御やデータの書き
込み・読み出し時の制御のための演算処理を実行してい
る。これによって、スピンドルモータ２２やアクチュエ
ータ２５を駆動し、磁気ヘッド２３の記録用ヘッドおよ
び再生用ヘッドを用いて書き込み・読み出しを実行して
いる。また、ＨＤＣ３１は、記憶媒体としての磁気ディ
スク２１に記録されるデータの一部をＲＡＭ３３に保持
し、また、磁気ディスク２１に格納されているデータの
一部を先読みしてＲＡＭ３３に保持するための制御を行
っている。
【００２２】ＲＯＭ３２には、ＨＤＣ３１により実行さ
れる制御プログラムおよびこの制御プログラムにより使
用される制御データが格納されている。
【００２３】ＲＡＭ３３は、磁気ディスク２１に記録さ
れる書き込みデータを一時的に記憶すると共に、磁気デ
ィスク２１から読み出された読み出しデータを一時的に
記憶するためのキャッシュメモリとしての機能を有す
る。キャッシュメモリは、物理的な開始アドレスと終端
アドレスが論理的に連続して構成され、先頭アドレスが
ポインタにより指示されるリングキャッシュメモリが特
に例示される。キャッシュメモリは、磁気ディスク２１
のセクタに対応するページで論理的にフォーマットさ
れ、ページ単位でキャッシュメモリからデータが読み出
されて磁気ディスク２１のセクタに書き込まれ、逆に、
磁気ディスク２１からセクタ単位で読み出されたデータ
は所定のページに一時記録される。
【００２４】また、ホストＩ/Ｆ３４は、ホスト４０と
の間でデータやコマンドを送受するインターフェイス回
路である。
【００２５】図２は、ＨＤＣ３１の主要機能ブロックを
示している。
【００２６】ＨＤＣ３１は、ＭＰＵ（マイクロ・プロセ
ッシング・ユニット）４１、ＭＭ（メモリ・マネージ
ャ）４２、ＲＡＭ４３およびＳＧ４４（セグメント・ハ
ンドラ）を備えている。
【００２７】ＲＡＭ４３には、図１６に示す構成のテー
ブルおよび図１７に示す構成のライト・セグメントがテ
ーブル形式で格納されている。なお、図１６のテーブル
は、後述する、NO OF HIT(OVERLAY HIT（オーバーレイ
・ヒット）の数)、ヘッド・ベスト・スキップ・レング
ス（HEAD BEST SKIP LENGTH）、ヘッド・ベスト・スキ
ップ・セグメント・ＩＤ（HEAD BEST SKIP SEGMENT I
D）、テール・ベスト・スキップ・レングス（TAIL BEST
SKIP LENGTH）、テール・ベスト・スキップ・セグメ
ント・ＩＤ（TAIL BEST SKIP SEGMENT ID）を記憶す
る。また、図１７のライト・セグメントは、４ワードか
ら構成されており、そのうちの１ワードおよび２ワード
目をＬＢＡが使用し、３ワード目をブロック長（LENGT
H）が、また４ワード目がヒット・ステータス（HIT STA
TUS）が使用する構成となっている。
【００２８】ＳＧ４４は、ＭＭ４２を通じてＲＡＭ４３
にアクセスしてＲＡＭ４３内のテーブルのサーチを行
う。また、ＳＧ４４は後述するスキップ・レングス（SK
IP LENGTH）を一時的に格納するレジスタを備えてい
る。
【００２９】本実施の形態では、ホスト４０からすでに
送信された先行書き込みコマンド（既保持書き込みコマ
ンド）と新たにホスト４０から送信された後続書き込み
コマンド（新規書き込みコマンド）との、論理的ブロッ
クアドレス（以下、ＬＢＡ）上の位置関係を判断する。
また、書き込みデータが一時記録されるバッファメモリ
（ＲＡＭ３３）の空き領域（フリースペース）を判断す
る。これらの判断処理を制御する論理手段は、ＲＯＭ３
２に記録されたプログラムコードによりＨＤＣ３１内の
ＭＰＵ４１で実現されてもよく、あるいはＳＧ４４また
はＲＡＭ３３内の回路構成によりハード的に実現されて
も良い。なお、ＬＢＡに関する情報、つまり当該書き込
みコマンドについての先端および後端のＬＢＡおよびブ
ロック長は書き込みコマンド、書き込みデータとともに
ホスト４０から送信される。この書き込みデータは一旦
ＲＡＭ３３に記憶され、また、ＬＢＡに関する情報は、
図１７に示したライト・セグメントに記憶される。
【００３０】本実施の形態では、先行書き込みコマンド
（既保持書き込みコマンド）のことをバッファデータと
称し、後続書き込みコマンド（新規書き込みコマンド）
のことを単に書き込みコマンドと称することとする。ま
た、本実施の形態では、ＬＢＡ上の位置関係を、単に、
関係、あるいは位置関係と言うことがある。
【００３１】図２２は、本実施の形態のデータの書き込
み方法を示したフローチャートである。外部装置４０か
ら送信された書き込みコマンドを、ホストＩ／Ｆ３４を
介して受け取る（Ｓ９０１）。受け取られた書き込みコ
マンドは、ＨＤＣ３１内のＭＰＵ４１で解読され、ＬＢ
Ａおよびブロック長に関する情報がＲＡＭ４３に転送さ
れる。
【００３２】次に、書き込みコマンドに関連する書き込
みデータを受け取る（Ｓ９０２）。受け取られた書き込
みデータは、ＲＡＭ３３に記録される。なお、ＲＡＭ３
３への記録形態は、後に詳述する。
【００３３】次に、ヒットステータス（Hit Status）が
チェックされ、書き込みコマンドの実行（つまり記録媒
体２１への書き込み実行）の順番に関する再配列が行わ
れる（Ｓ９０３、Ｓ９０４）。 ヒットステータスは、
新規に受け入れられた書き込みコマンド（すなわちＳ９
０１で受け入れられた書き込みコマンド）と既にＲＡＭ
４３に記録されている書き込み待ち状態の書き込みコマ
ンド（既保持書き込みコマンド）との関係を表す。ヒッ
トステータスのチェックおよびコマンド実行順の再配列
は、第１段階としてコマンドの関係を図３に示すような
８つの分類の何れに該当するかをＬＢＡに基づいて判断
し、第２段階としてその関係を詳細に判断する。
【００３４】図３は、バッファデータ（既保持書き込み
コマンド）と新規書き込みコマンドとの関係を示す概念
図である。ＮＯ ＨＩＴ−Ａ、ＴＡＩＬ_ＳＥＱ、ＯＶ_
ＴＡＩＬ、ＯＶ_ＡＬＬ、ＯＶ_ＣＯＶＥＲ、ＯＶ_ＨＥ
ＡＤ、ＨＥＡＤ_ＳＥＱおよびＮＯ ＨＩＴ−Ｂの８つ
の分類のうちのいずれに該当するかをＬＢＡに基づき判
断する。この判断は、図４〜図６に示すフローに基づき
行われる。
【００３５】図３において、バッファデータの書き込み
先の後端のＬＢＡをＬＬＢＡと表記する。また、バッフ
ァデータのブロック長をＬＥＮＧＴＨと表記している。
さらに、書き込みコマンドの書き込み先の先端のＬＢＡ
をＳＬＢＡと、後端のＬＢＡをＥＬＢＡと表記する。さ
らにまた、書き込みコマンドのＬＢＡのブロック長をＳ
ＬＥＮという。
【００３６】図３中の＃１〜＃８と記されているものが
書き込みコマンドを示している。なお、＃１〜＃８は書
き込みコマンドを便宜上区分けするために記したもので
あって、ホスト４０から送信された順番を示すものでな
いことを最初に断っておきたい。
【００３７】本実施の形態においては、バッファデータ
に対する書き込みコマンドの位置関係を、図３に示すよ
うに８種類に分類する。各々の内容は以下の通りであ
る。 ＜ＮＯ ＨＩＴ−Ａ＞書き込みコマンド＃１は、バッフ
ァデータのＬＬＢＡより離れた位置に存在している。こ
のようにバッファデータに対して書き込みコマンド＃１
が重複部分を有していない場合には、ＮＯ ＨＩＴ−Ａ
と判断する。 ＜ＴＡＩＬ_ＳＥＱ＞書き込みコマンド＃２のように、
バッファデータの後端に書き込みコマンド＃２の先端が
連続的につながっている場合には、ＴＡＩＬ_ＳＥＱと
判断する。 ＜ＯＶ_ＴＡＩＬ＞書き込みコマンド＃３のように、バ
ッファデータの後端側でバッファデータと書き込みコマ
ンド＃３が重複している場合には、ＯＶ_ＴＡＩＬと判
断する。 ＜ＯＶ_ＡＬＬ＞書き込みコマンド＃４は、バッファデ
ータの中に全て包含されている。このような場合にはＯ
Ｖ_ＡＬＬと判断する。 ＜ＯＶ_ＣＯＶＥＲ＞書き込みコマンド＃５は、バッフ
ァデータを全て包含している。このような場合にはＯＶ
_ＣＯＶＥＲと判断する。 ＜ＯＶ_ＨＥＡＤ＞書き込みコマンド＃６のように、バ
ッファデータの先端側でバッファデータと書き込みコマ
ンド＃６が重複している場合には、ＯＶ_ＨＥＡＤと判
断する。 ＜ＨＥＡＤ_ＳＥＱ＞書き込みコマンド＃７のように、
バッファデータの先端に書き込みコマンド＃7の後端が
連続的につながっている場合には、ＨＥＡＤ_ＳＥＱと
判断する。 ＜ＮＯ ＨＩＴ−Ｂ＞書き込みコマンド＃８のように、
バッファデータの先端側において書き込みコマンド＃８
がバッファデータと離れている場合には、ＮＯ ＨＩＴ
−Ｂと判断する。
【００３８】以上の判断は、ＨＤＣ３１のＳＧ（セグメ
ント・ハンドラ）４４が、書き込みコマンドのＬＢＡ情
報と、ＲＡＭ３３内に記憶されているセグメント・テー
ブルのＬＢＡ情報を比較することにより実行される。具
体的なフローを図４〜図６に基づき説明する。
【００３９】図４〜図６において、ステップＳ１１にお
いて、ＬＬＢＡ＜ＳＬＢＡ−１であるか否か判断し、Ｌ
ＬＢＡ＜ＳＬＢＡ−１の場合にはステップＳ１２に進
み、そうでない場合にはステップＳ１３に進む。なおス
テップＳ１１における判断は、バッファデータの後端の
ＬＢＡと書き込みコマンドの先端のＬＢＡとの位置を比
較したものである。ＬＬＢＡ＜ＳＬＢＡ−１であれば、
ステップＳ１２において、バッファデータと書き込みコ
マンドとの間にＬＢＡ上の重複がないことから、バッフ
ァデータに対する書き込みコマンドの関係、つまりヒッ
ト・ステータス（HIT STATUS）をＮＯ ＨＩＴ−Ａと判
断する。なお、「Ａ」は、書き込みコマンドがバッファ
データの後方に存在することを示している。
【００４０】ステップＳ１３ではＬＬＢＡ＝ＳＬＢＡ−
１であるか否か、つまりバッファデータの後端のＬＢＡ
に書き込みコマンドの先端のＬＢＡが連続するものであ
るか否か判断する。連続していればステップＳ１４にお
いてヒット・ステータスをＴＡＩＬ_ＳＥＱと判断す
る。ＬＬＢＡ＝ＳＬＢＡ−１でなければステップＳ１５
に進む（以下、図５）。
【００４１】ステップＳ１５では、ＬＥＮＧＴＨ＜ＬＬ
ＢＡ−ＳＬＢＡ＋１であるか否か判断する。そうであれ
ばステップＳ１９に進み、そうでなければステップＳ１
６に進む。
【００４２】ステップＳ１６ではＬＬＢＡ＜ＥＬＢＡで
あるか否かを判断する。ＬＬＢＡ＜ＥＬＢＡであればス
テップＳ１７においてヒット・ステータスをＯＶ_ＴＡ
ＩＬと判断し、そうでなければステップＳ１８において
ヒット・ステータスをＯＶ_ＡＬＬと判断する。
【００４３】一方、ステップＳ１９ではＬＬＢＡ≦ＥＬ
ＢＡであるか否か判断し、そうであればステップＳ２０
においてヒット・ステータスをＯＶ_ＣＯＶＥＲと判断
する。そうでなければ、ステップＳ２１に進む。
【００４４】ステップＳ２１では、ＬＥＮＧＴＨ＜ＬＬ
ＢＡ−ＥＬＢＡであるか否か判断し、そうであればステ
ップＳ２２においてヒット・ステータスをＮＯ ＨＩＴ
−Ｂと判断する。そうでなければ、ステップＳ２３に進
む（以下、図６）。
【００４５】ステップＳ２３では、ＬＥＮＧＴＨ＝ＬＬ
ＢＡ−ＥＬＢＡであるか否か判断し、そうであればヒッ
ト・ステータスをＨＥＡＤ＿ＳＥＱと判断する。一方、
そうでなければヒット・ステータスをＯＶ＿ＨＥＡＤと
判断する。
【００４６】以上で第１段階の判断が終了する。
【００４７】次に、第２段階の処理を図７〜図１４に基
づき説明する。 ＜ＮＯ ＨＩＴ−Ａ＞ＮＯ ＨＩＴ−Ａと判断された場
合には、図７に示す判断がなされる。つまり、ステップ
Ｓ１０１においてスキップ・レングス（ＳＫＩＰ ＬＥ
ＮＧＴＨ）がスキップ・クライテリア（ＳＫＩＰ ＣＲ
ＩＴＥＲＩＡ）より大きいか否か判断する。なお、ここ
でスキップ・レングスとは、ＬＬＢＡ−ＳＬＢＡ＋１で
定義される値であり、バッファデータの後端と書き込み
コマンドの先端との距離を示している。
【００４８】スキップ・レングスがスキップ・クライテ
リアより大きい場合には、ステップＳ１０２において、
書き込みコマンドはバッファデータに対してＮＯ ＨＩ
Ｔであると判断する。つまり、書き込みコマンドの先端
とバッファデータの後端との離間距離が規定の離間距離
であるスキップ・クライテリアを超えて離れている場合
にはＮＯ ＨＩＴと判断する。ＮＯ ＨＩＴと判断され
ると、当該バッファデータと当該書き込みコマンドとの
間に関連性がないものとみなして、データの書き込み実
行時に連続して書き込む等の処置を行わない。
【００４９】スキップ・レングスがスキップ・クライテ
リア以下の場合には、書き込みコマンドは、ステップＳ
１０３において、バッファデータに対してテール・ヒッ
ト（ＴＡＩＬ ＨＩＴ）であると判断する。つまり、当
該バッファデータと当該書き込みコマンドとは離間して
いるものの、その距離が規定値以下であるために連続性
のあるデータに関するものとみなしてデータの書き込み
実行時に連続して書き込みを実行する対象とする。した
がって、ＲＰＯによるパフォーマンス向上に有効であ
る。この点は、ＮＯ ＨＩＴ−Ｂと判断された場合につ
いても同様である。
【００５０】テール・ヒットと判断した場合には、今ま
でのテール・ベスト・スキップ・レングス（ＴＡＩＬ
ＢＥＳＴ ＳＫＩＰ ＬＥＮＧＴＨ）が０未満であるか
否かステップＳ１０４にて判断する。テール・ベスト・
スキップ・レングスが０未満の場合には処理が終了す
る。そうでなければステップＳ１０５において、今回の
スキップ・レングスがテール・ベスト・スキップ・レン
グスより小さいか否か判断する。小さい場合には、ステ
ップＳ１０６において、今回のスキップ・レングスをテ
ール・ベスト・スキップ・レングスとし、テール・ベス
ト・スキップ・レングスおよびテール・ベスト・スキッ
プ・セグメント・ＩＤを更新する。そうでなければ、処
理を終了する。
【００５１】ここで、テール・ベスト・スキップ・レン
グスについて、図２０を参照しつつ説明する。図２０
は、書き込みコマンドが２つのバッファデータのいずれ
に対してもテール・ヒットとなっているものとする。と
ころが、スキップ・レングスは、セグメントＩＤが２の
バッファデータのほうがセグメントＩＤが１のバッファ
データデータよりも小さいことがわかる。この場合、当
該書き込みコマンドのテール・ベスト・スキップ・レン
グスはセグメントＩＤが２のバッファデータとのスキッ
プ・レングスとなり、テール・スキップ・セグメント・
ＩＤは２になる。そして、テール・ベスト・スキップ・
レングスおよびテール・スキップ・セグメント・ＩＤ
は、図１６に示すテーブルに記憶される。 ＜ＴＡＩＬ_ＳＥＱ＞ＴＡＩＬ_ＳＥＱと判断された場合
には、図８に示す処理がなされる。
【００５２】ＴＡＩＬ_ＳＥＱの場合には、ステップＳ
２０１にて、ヒット・ステータスをテール・ヒットと判
断する。次いで、今までのテール・ベスト・スキップ・
レングスが０未満であるか否か、ステップＳ２０２にて
判断する。テール・ベスト・スキップ・レングスが０未
満の場合には処理を終了する。そうでなければステップ
Ｓ２０３において、スキップ・レングスがテール・ベス
ト・スキップ・レングスより小さいか否かを判断する。
小さい場合には、ステップＳ２０４において、テール・
ベスト・スキップ・レングスおよびテール・ベスト・ス
キップ・セグメントＩＤを更新する。 ＜ＯＶ_ＴＡＩＬ＞ＯＶ_ＴＡＩＬと判断された場合に
は、図９に示す処理がなされる。
【００５３】まず、ステップＳ３０１にてヒット・ステ
ータスをテール・ヒットと判断し、ついで、ステップＳ
３０２にてスキップ・レングスがテール・ベスト・スキ
ップ・レングスより小さいか否かを判断する。小さい場
合には、ステップＳ３０３において、テール・ベスト・
スキップ・レングスおよびテール・ベスト・スキップ・
セグメントＩＤを更新する。そうでない場合には処理を
終了する。 ＜ＯＶ_ＡＬＬ＞ＯＶ_ＴＡＬＬと判断された場合には、
図１０および図１１に示す処理がなされる。
【００５４】まず、ステップＳ４０１においてＬＬＢＡ
とＥＬＢＡとが一致するか否か判断する。一致する場合
にはステップＳ４０２に進み、一致しない場合には図１
１のステップＳ４０８に進む。
【００５５】ステップＳ４０２では、ＳＬＢＡ＝ＬＬＢ
Ａ−ＬＥＮＧＴＨ＋１であるか否かを判断する。そうで
あればステップＳ４０３へ、そうでなければステップＳ
４０５へ進む。
【００５６】ステップＳ４０４では、ステップＳ４０２
でＳＬＢＡとバッファデータの先端ＬＢＡとが一致する
と判断した場合に、ヒット・ステータスをカバー・オー
バーレイと判断し、次いでステップＳ４０４においてオ
ーバーレイ・ヒット（OVERLAY HIT）のカウントを１増
やす。
【００５７】ステップＳ４０５では、ヒット・ステータ
スをテール・ヒットと判断する。次いでステップＳ４０
６にてスキップ・レングスがテール・ベスト・スキップ
・レングスより小さいか否かを判断する。小さい場合に
は、ステップＳ４０７において、テール・ベスト・スキ
ップ・レングスおよびテール・ベスト・スキップ・セグ
メントＩＤを更新する。そうでない場合には処理を終了
する。
【００５８】ステップＳ４０８ではＳＬＢＡ＝ＬＬＢＡ
−ＬＥＮＧＴＨ＋１であるか否か判断する。そうであれ
ばステップＳ４０９へ、そうでなければステップＳ４１
２へ進む。
【００５９】ステップＳ４０９ではヒット・ステータス
をヘッド・ヒット（ＨＥＡＤ ＨＩＴ）と判断する。続
いて、ステップＳ４１０において、スキップ・レングス
（ここでは、ＳＬＥＮ）がヘッド・ベスト・スキップ・
レングス（ＨＥＡＤ ＢＥＳＴ ＳＫＩＰ ＬＥＮＧＴ
Ｈ）より小さいか否かを判断する。そうであればステッ
プＳ４１１へ進み、また、そうでなければ処理を終了す
る。
【００６０】ステップＳ４１１ではヘッド・ベスト・ス
キップ・レングスおよびヘッド・ベスト・スキップ・セ
グメントＩＤ（ＨＥＡＤ ＢＥＳＴ ＳＫＩＰ ＳＥＧ
ＭＥＮＴ ＩＤ）を更新し、その後処理を終了する。
【００６１】Ｓ４１２ではヒット・ステータスをオール
・オーバーレイ（ALL OVERLAY）と判断し、ついでステ
ップＳ４１３にてオーバーレイ・ヒットのカウントを１
増やして処理を終了する。なお、オーバーレイ・ヒット
のカウントは、図１６に示すテーブルのＮＯ ＯＦ Ｈ
ＩＴのセルにて増やされる。 ＜ＯＶ_ＣＯＶＥＲ＞ＯＶ_ＣＯＶＥＲと判断された場合
には、図１２に示すようにステップＳ５０１においてヒ
ット・ステータスをオール・オーバーレイと判断し、次
いでステップＳ５０２にてオーバーレイ・ヒットのカウ
ントを１増やして処理を終了する。 ＜ＯＶ_ＨＥＡＤ＞ＯＶ_ＨＥＡＤと判断された場合に
は、図１３に示す処理がなされる。
【００６２】ＯＶ_ＨＥＡＤの場合には、ステップＳ６
０１でヒット・ステータスをヘッド・ヒットと判断す
る。次いで、ステップＳ６０２において、スキップ・レ
ングス（ここの判断では、（ＬＬＢＡ−ＬＥＮＧＴＨ＋
１）−ＥＬＢＡ）がヘッド・ベスト・スキップ・レング
スより小さいか否か判断する。小さい場合には、ステッ
プＳ６０３において、ヘッド・ベスト・スキップ・レン
グスおよびヘッド・ベスト・スキップ・セグメントＩＤ
を更新する。そうでなければ処理を終了する。 ＜ＨＥＡＤ_ＳＥＱ＞ＨＥＡＤ_ＳＥＱと判断された場合
には、図１４に示す処理がなされる。
【００６３】ＨＥＡＤ_ＳＥＱの場合には、ステップＳ
７０１においてヒット・ステータスをヘッド・ヒットと
判断する。次いでステップＳ７０２において今までのベ
スト・ヒット・スキップ・レングスが負か否かを判断す
る。負の場合には処理を終了する。負でない場合には、
ステップＳ７０３に進む。
【００６４】ステップＳ７０３では、スキップ・レング
スがヘッド・ベスト・スキップ・レングスより小さいか
否かを判断する。なお、ここのスキップ・レングスはゼ
ロである。スキップ・レングスがヘッド・ベスト・スキ
ップ・レングスより小さい場合には、ステップＳ７０４
においてヘッド・ベスト・スキップ・レングスおよびヘ
ッド・ベスト・スキップ・セグメント・ＩＤを更新して
処理を終了する。 ＜ＮＯ ＨＩＴ−Ｂ＞ＮＯ ＨＩＴ−Ｂと判断された場
合には、図１５に示す処理がなされる。つまり、ステッ
プＳ８０１において、（ＬＬＢＡ−ＬＥＮＧＴＨ＋１）
−ＥＬＢＡがスキップ・クライテリアより大きいか否か
判断する。
【００６５】スキップ・レングスがスキップ・クライテ
リアより大きい場合には、ステップＳ８０２において、
ヒット・ステータスをノー・ヒット（ＮＯ ＨＩＴ）と
判断する。
【００６６】スキップ・レングスがスキップ・クライテ
リア以下の場合には、ステップＳ８０３において、ヒッ
ト・ステータスがヘッド・ヒットであると判断し、ステ
ップＳ８０４に進む。
【００６７】ステップＳ８０４ではスキップ・レングス
がヘッド・ベスト・スキップ・レングスより小さいか否
かを判断する。なお、ここのスキップ・レングスは、
（ＬＬＢＡ−ＬＥＮＧＴＨ＋１）−ＥＬＢＡで定義され
る。ヘッド・ベスト・スキップ・レングスがスキップ・
レングス以下である場合には処理を終了する。スキップ
・レングスがヘッド・ベスト・スキップ・レングスより
小さい場合には、ステップＳ８０５において、ヘッド・
ベスト・スキップ・レングスおよびヘッド・ベスト・ス
キップ・セグメントＩＤを更新して処理を終了する。
【００６８】以上説明したように、新規書き込みコマン
ドが受け入れられた時点でヒットステータスが検査さ
れ、ヒットステータスに応じて書き込みコマンドの再配
列が行われる。なお、前記フローでＮＯ ＨＩＴと判断
された場合には、新規書き込みコマンドと既に保持され
ている書き込み待ちのコマンドとの間に関係がないとし
てコマンドの再配列は行われず、それ以外のステータス
では新規コマンドと既存のコマンドとの間に何らかの関
係があると判断されている。ＮＯ ＨＩＴ−Ａ、ＴＡＩ
Ｌ_ＳＥＱ、ＯＶ_ＴＡＩＬ、ＯＶ_ＡＬＬ、ＯＶ_ＣＯＶ
ＥＲ、ＯＶ_ＨＥＡＤ、ＨＥＡＤ_ＳＥＱおよびＮＯ Ｈ
ＩＴ−Ｂと図７〜図１５により判断された各ヒット・ス
テータスとの関係をバッファデータとの位置関係を含め
て図２１に示しておく。
【００６９】以上の判断はホスト４０から書き込み要求
がなされる度にセグメント・ハンドラ（ＳＧ）がメモリ
・マネージャ（ＭＭ）を通じてセグメント・テーブルが
格納されているＲＡＭ４３にアクセスすることにより実
行される。セグメント・テーブルを構成するライト・セ
グメントは、図１６に示すように４ワードから構成され
る。そのうちの１ワードおよび２ワード目をＬＢＡが使
用し、３ワード目をブロック長（ＬＥＮＧＴＨ）が、ま
た４ワード目がヒット・ステータスが使用する構成とな
っている。
【００７０】この書き込みセグメントに格納されたヒッ
ト・ステータスをＲＰＯ（Rotational Position Optimi
zation）に反映させ、実際の書き込みプロセスの実行を
指示する（Ｓ９０５）。実際の書き込みプロセスはＳ９
０１〜Ｓ９０７のフローとは別のプロセスで行う（Ｓ９
１０）。
【００７１】Ｓ９１０のプロセスを以下に説明する。Ｒ
ＰＯは、まず実行待ちのコマンドを実行したときに、磁
気ディスク２１上の目標となるトラックへのシークを開
始してから当該トラックに到達するまでのシーク時間
と、到達後に目標のセクタにアクセスを開始するまでの
ディスク回転待ち時間とを予想する。そして、このシー
ク時間および回転待ち時間の合計が最短となる実行待ち
コマンドを、次に実行するコマンドとして選択する手法
である。
【００７２】本実施の形態においては、前述のようにラ
イト・セグメントに格納されたヒット・ステータスを参
照することにより、複数の書き込みコマンドのうち、一
連のデータとみなせる書き込みコマンドを関連づけるこ
とができる。つまり、相互にＮＯ−ＨＩＴ以外の場合に
は、一連のコマンドの塊として連続的に書き込み実行の
対象とすることができる。
【００７３】本実施の形態では前述のように書き込みセ
グメントを６４セット用意しているため、その中で以上
のようなコマンド塊が複数存在する場合もある。このよ
うにコマンド塊が複数存在した場合には、従来のＲＰＯ
にしたがい、シーク時間および回転待ち時間の合計が最
短となるコマンド塊から先に書き込みの実行を行う。も
ちろん、コマンド塊を構成しない書き込みコマンドが存
在することもあるから、そのような書き込みコマンド同
士、また、コマンド群との間では従来のＲＰＯにしたが
って、書き込みコマンドの実行順位が決定される。
【００７４】以上の処理の概念について、図１８を用い
て説明する。
【００７５】図１８（ａ）は、ホスト４０からの書き込
み要求のあった複数のコマンド〜を示している。各
コマンドに付された番号〜は、ホストから送信され
た書き込みの要求順位を示す。各コマンドに対応する書
き込みデータは、書き込み要求順にキャッシュメモリ
（バッファメモリ）に記録されるので、番号〜は、
キャッシュメモリのアドレス（ページ）にも対応する。
また、横軸はＬＢＡを示している。
【００７６】図１８（ａ）において、前述のＬＢＡの比
較に基づき、コマンドとコマンド、また、コマンド
とコマンドは各々は一連のデータ群を構成している
と判断する。しかし、コマンド、コマンドは、他の
コマンドとの関連がなく、ノー・ヒットと判断されるも
のである。したがって、コマンド〜は、図１８
（ｂ）に示すようにＡ〜Ｄの６つのデータ群に置き換え
ることができる。そして、書き込みを行う際の順番を、
ホスト４０から送信された順番ではなく、Ａ，Ｂ，Ｃお
よびＤの順番となるように並び替える。
【００７７】なお、オーバーレイ・ヒットとなったデー
タ群の書き込み実行を行う際の処理について図１９に基
づき説明する。
【００７８】図１９に示すように、先行する書き込み要
求のコマンド（バッファデータ）のＬＢＡが１，２およ
び３、後続の書き込み要求のコマンド（書き込みコマン
ド）のＬＢＡが０および１とする。バッファデータに対
する書き込みコマンドのヒット・ステータスは、オーバ
ーレイ・ヒットであり、ＬＢＡ１のブロックが重複して
いる。ＲＰＯに単純に従って書き込みコマンドの書き込
みを実行した後にバッファデータの書き込みを実行した
とすると、ＬＢＡ１のブロックについては、書き込みコ
マンドのデータの上にバッファデータのデータが上書き
されることになる。バッファデータのデータは書き込み
コマンドのデータより古いから、前記上書きにより古い
データが新しいデータの上に書き込まれることになる。
【００７９】そこで本実施の形態において、図１９の右
側のように、バッファデータのうち重複するブロックを
消去（ＤＩＳＣＡＲＤ）することができる。その後に、
バッファデータの書き込み実行し、ついで書き込みコマ
ンドの書き込みを実行することができる。そうすること
により、重複する部分についても新しいデータが書き込
まれることになる。
【００８０】以上のようにして書き込みコマンドが順次
実行され、ＲＡＭ３３に記録された書き込みデータが記
録媒体２１に記録される（Ｓ９１０）。従来技術では、
キャッシュあるいはバッファ領域（ＲＡＭ３３）に空き
領域がある限り、新規書き込みコマンドに対するコマン
ドコンプリートが書き込みデータをバッファ領域（ＲＡ
Ｍ３３）に記録した段階で発行されるため、次の書き込
みコマンドが次々に送られてくる。このようにして送付
された書き込みコマンドは、実際の媒体への書き込みプ
ロセス（Ｓ９１０）と並行して前記の通り処理される。
【００８１】一方、記録媒体２１にデータが書き込まれ
た時点で、ＲＡＭ３３上の書き込みデータは不要になり
開放されるべきである。しかし、ＲＡＭ３３にリングキ
ャッシュを用いている場合には、バッファ領域は記録媒
体２１への書き込みにより順次開放されるわけではな
い。
【００８２】たとえばキャッシュの開始アドレスポイン
タが図１８(ａ)においてデータの先頭にあると仮定
し、たとえば図１８（ｂ）において、データ群Ａ、Ｂ、
Ｃ、Ｄの順にデータが書き込まれるとする。データ群Ａ
のデータが記録媒体２１に書き込まれても、データ
が記録されていたキャッシュ領域は開放されず、キャッ
シュの開始アドレスポインタはデータの先頭であるこ
とに変化はない。データ群Ｂのデータが記録媒体２１
に書き込まれた時点でデータは不要になるのでキャッ
シュの開始アドレスポインタはデータの先頭に移動す
る。ここで初めてキャッシュ領域はデータに相当する
分だけ開放されたことになる。さらに書き込みが進行し
てデータが書き込まれても、キャッシュ開始アドレス
ポインタの位置はデータの先頭であることに変化はな
い。次のデータ群Ｃのデータが書き込まれても同様で
ある。書き込みがデータ群Ｄのデータにまで進行して
初めて開始アドレスポインタはデータの先頭に移動す
る。これにより既に記録媒体２１に書き込まれて不要に
なったデータに相当する領域が開放されることに
なる。つまり、初期に受け入れられた書き込みコマンド
がＰＲＯによる再配列で最後の方に配置された場合に
は、この初期に受け入れられた書き込みコマンドに対応
する書き込みデータが実際に記録媒体２１に書き込まれ
ない限り、キャッシュ領域が開放されない。データ群を
構成するデータについても同様な状況が生じる。
【００８３】バッファ領域に十分な余裕が常に存在する
場合には特に問題を生じないが、新たな書き込みコマン
ドの受け入れによる書き込みデータの記録が不可能な程
度にまでバッファ領域が占有されていると、データの上
書き防止のため、新規コマンドを受け入れることはでき
ない。この場合、新規コマンドの受け入れは、初期に受
け入れられた書き込みコマンドに対応する書き込みデー
タが実際に記録媒体２１に書き込まれてキャッシュ領域
が開放されるまでコマンドコンプリートの発行を待たな
ければならない。
【００８４】本実施の形態では、このような問題点の解
決のために、セクタバッファの空き領域（フリースペー
ス）をモニタし、所定の基準値よりも小さな空き領域に
なった場合には、受け入れた書き込みコマンドに対する
コマンドコンプリート信号の発行を保留して記録媒体２
１への実際の書き込み（Ｓ９１０）を優先させる。ただ
し、ヒットステータスがＮＯ ＨＩＴ以外の場合（つま
り受け取った書き込みコマンドが既保持のコマンドと関
連があると判断した場合）には、バッファの空き領域に
かかわらずコマンドコンプリートを発行して次のコマン
ドの受け取りを可能にする。図２２のフローチャートで
説明すれば以下の通りである。前記した実際の書き込み
プロセスを指示（Ｓ９０５）した後、ヒットステータス
がＮＯＨＩＴでない条件（第２条件）と、バッファのフ
リースペースが基準値を超える条件（第１条件）とを判
断し（Ｓ９０６）、第１条件または第２条件のいずれか
を満足している場合には、Ｓ９０１で受け入れたコマン
ドに対するコマンドコンプリート信号を発行し（Ｓ９０
７）、それ以外の場合はＳ９０５に戻る。
【００８５】このような判断ステップを含むことによ
り、バッファ領域に所定の空き領域が確保されるまでコ
マンドコンプリート信号の発行が保留されることにな
り、バッファ領域には常にある程度の空き領域が確保さ
れることになり、バッファ領域（ＲＡＭ３３）の占有に
よるパフォーマンスの低下を防止することができる。
【００８６】本実施の形態では、単に基準値以上の空き
領域をバッファに確保しようとするだけでなく、受け入
れたコマンドが既保持のコマンドと関連する場合にはバ
ッファの空き領域が基準値以下でもコマンドコンプリー
トを発行する。これは、現に受け入れているコマンド
（新規コマンド）が既存のコマンドに関連している場合
（つまりＮＯ ＨＩＴ以外の場合）には、前記したヒッ
トステータスごとの処理を行うことによりパフォーマン
ス向上のメリットが生かせる期待値が大きいことによ
る。一方ＮＯ ＨＩＴの場合には前記処理によるパフォ
ーマンスの向上は期待できず、逆にその後のコマンドの
受け入れにより、ＲＰＯによる処理順序の再配列の結
果、処理順序が後の方に回されれば、前記した問題を生
じる可能性が高くなる。そこで、新規コマンドがＮＯ
ＨＩＴであり、かつバッファ空き領域が基準値以下の時
には、実際の書き込みプロセス（Ｓ９１０）を優先させ
て、バッファの空き領域を確保するようにしたものであ
る。
【００８７】現コマンドに対するコマンドコンプリート
が発行された後には、外部装置４０は、次の書き込みコ
マンドを送信でき、上記と同様に処理されることとな
る。
【００８８】本実施の形態によれば、上記した通り、バ
ッファメモリの空き領域を常にある程度確保することが
できるため、バッファ領域の占有によるパフォーマンス
の低下を防止できる。
【００８９】図２３および図２４はバッファ空き領域の
基準値を変化させたときのベンチマークテストのスコア
を相対的に示したグラフであり、図２３はハイエンドユ
ースを目的としたベンチマークの結果であり、図２４は
ビジネスユースを目的としたベンチマークの結果であ
る。ベンチマークテストには、Ziff Davis社製の「WinB
ench 99（商標）」内のディスクアクティビティテスト
「WinMark 99（商標）」を用いている。WinMark 99 に
おけるハイエンドスイート（High-End Suite)では、た
とえばアドビ社製「Photoshop(商標）4.01」等の画像あ
るいは音響データ等大量のデータを扱うアプリケーショ
ンソフトを利用した時のパフォーマンスが測定でき、ビ
ジネススイート（Business Suite)では、たとえばロー
タス社製「Word Pro(商標）97」等の一般的なアプリケ
ーションソフトを利用した時のパフォーマンスが測定で
きる。このテストに用いたディスク装置のバッファサイ
ズは３００（１６進数）ページ（１０進数では７６８ペ
ージ）であり、記録媒体サイズは２．５インチ、媒体枚
数１枚、記録容量１０ＧＢ、スピンドル回転数４２００
ｒｐｍ、ＲＡＭサイズ４ＭＢである。ディスク装置が取
り付けられているシステムは一般的なノートブック型パ
ーソナルコンピュータ（ＣＰＵ：Ｐｅｎｔｉｕｍ−ＩＩ
（商標）、クロック周波数３６６ＭＨｚ、ＲＡＭサイズ
１２８ＭＢ）である。
【００９０】図２３に示すように、基準値が０ページの
場合（従来技術に相当する）を１として規格化すると、
基準値が約４５０（１０進数）ページ（つまり４５０ペ
ージのフリースペースを確保する）になるまで基準値を
増加していくと順次パフォーマンスが向上し、その後基
準値を増加するに従いパフォーマンスが低下する傾向に
ある。つまり基準値が約４５０（１０進数）ページの点
に極大値を持つ。パフォーマンスは、従来技術相当の条
件（基準値０）に比較して２５％の向上が見られる。
【００９１】一方、図２４に示すように、ビジネススイ
ートの場合には、基準値が４５０までは従来技術相当の
条件（基準値０）に比較して大きな変化は見られない
が、基準値４５０を超える頃からパフォーマンスが急激
に低下する。
【００９２】結果として、本実施の形態を用い、その基
準値を４５０程度に設定すれば、ハイエンドにおいて２
５％程度のパフォーマンスの向上が得られ、同条件での
ビジネスユースでも性能の低下は見られない。すなわ
ち、総合的なディスク装置の性能の向上が図れる。
【００９３】以上実施の形態に基づき本願発明を説明し
たが、本願発明は前記実施の形態に限定されずその要旨
を変更しない範囲で種々変更可能であることは勿論であ
る。たとえば、ＨＤＣ３１内のＲＡＭ４３の機能をＲＡ
Ｍ３３に持たせてもよく、逆にＨＤＣ３１内のＲＡＭ４
３の容量を増加してＲＡＭ３３の機能をＲＡＭ４３に持
たせてもよい。この場合ＲＡＭ３３は必要なくなる。ま
た、ヒットステータスごとの処理において、各書き込み
コマンド（セグメント）に書き込み順序を反映したチェ
イン情報を関連付け、このチェイン情報に従って記録媒
体２１への書き込み処理を行っても良い。
【００９４】
【発明の効果】以上説明のように、本発明によれば、キ
ャッシュメモリ（セクタバッファ）が占有される状態を
回避し、書き込み時の待ち時間を短縮してハードディス
クドライブ装置のパフォーマンスを向上することができ
る。また、実行待ちの書き込みコマンドがある場合の書
き込みの効率化を図り、ハードディスクドライブ装置の
パフォーマンスを向上することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】 本実施の形態にかかるＨＤＤ（Hard Disk Dr
ive）装置の概略構成を示す図である。
【図２】 本実施の形態にかかるＨＤＤのＨＤＣ(Hard
Disk Controller)の主要構成を示す図である。
【図３】 バッファデータと書き込みコマンドとの関係
を説明するための図である。
【図４】 バッファデータと書き込みコマンドとの関係
を判断するためのフローチャートある。
【図５】 バッファデータと書き込みコマンドとの関係
を判断するためのフローチャートである。
【図６】 バッファデータと書き込みコマンドとの関係
を判断するためのフローチャートである。
【図７】 バッファデータと書き込みコマンドとの関係
がＮＯ ＨＩＴ−Ａの場合のその後の処理を示すフロー
チャートである。
【図８】 バッファデータと書き込みコマンドとの関係
がＴＡＩＬ_ＳＥＱの場合のその後の処理を示すフロー
チャートである。
【図９】 バッファデータと書き込みコマンドとの関係
がＯＶ_ＴＡＩＬの場合のその後の処理を示すフローチ
ャートである。
【図１０】 バッファデータと書き込みコマンドとの関
係がＯＶ_ＡＬＬの場合のその後の処理を示すフローチ
ャートである。
【図１１】 バッファデータと書き込みコマンドとの関
係がＯＶ_ＡＬＬの場合のその後の処理を示すフローチ
ャートである。
【図１２】 バッファデータと書き込みコマンドとの関
係がＯＶ_ＣＯＶＥＲの場合のその後の処理を示すフロ
ーチャートである。
【図１３】 バッファデータと書き込みコマンドとの関
係がＯＶ_ＨＥＡＤの場合のその後の処理を示すフロー
チャートである。
【図１４】 バッファデータと書き込みコマンドとの関
係がＨＥＡＤ_ＳＥＱの場合のその後の処理を示すフロ
ーチャートである。
【図１５】 バッファデータと書き込みコマンドとの関
係がＮＯ ＨＩＴ−Ｂの場合のその後の処理を示すフロ
ーチャートである。
【図１６】 ＲＡＭ４３に格納されるテーブルを示す図
である。
【図１７】 ライト・セグメントの構成を示す図であ
る。
【図１８】 本実施形態によるデータの書き込みを説明
するための図である。
【図１９】 本実施形態によるオーバーレイ・ヒットの
時のデータの書き込みを説明するための図である。
【図２０】 ベスト・テール・スキップ・レングスを説
明するための図である。
【図２１】 図７〜図１５により判断された各ヒット・
ステータスとの関係をバッフアデータとの位置関係を含
めて示した図である。
【図２２】 本実施の形態のデータの書き込み方法を示
したフローチャートである。
【図２３】 バッファ空き領域の基準値を変化させたと
きのハイエンドスイートベンチマークテストのスコアを
相対的に示したグラフである。
【図２４】 バッファ空き領域の基準値を変化させたと
きのビジネススイートベンチマークテストのスコアを相
対的に示したグラフである。
【符号の説明】
１０…ＨＤＤ（Hard Disk Drive）装置、２１…磁気デ
ィスク、２２…スピンドルモータ、２３…磁気ヘッド、
２４…ヘッドアーム、２５…アクチュエータ、３０…制
御回路、３１…ＨＤＣ(Hard Disk Controller)、３２…
ＲＯＭ、３３…ＲＡＭ、３４…ホストＩ/Ｆ（インター
フェース）、３５…バス、４０…ホスト、４１…ＭＰＵ
（マイクロ・プロセッシング・ユニット）、４２…ＭＭ
（メモリ・マネージャ）、４３…ＲＡＭ、４４…ＳＧ
（セグメント・ハンドラ）。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き Ｆターム(参考） 5B065 BA01 CC08 CE12 5D044 AB01 BC01 CC04 DE03 EF03 GK11 HL01

Claims (10)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 外部装置から書き込み要求がなされた書
    き込みデータを記録媒体に書き込むデータの書き込み方
    法であって、 書き込みコマンドを受け取るステップと、 前記書き込みコマンドに先行する先行書き込みコマンド
    に対応する書き込みデータに加えて、前記書き込みコマ
    ンドに対応する書き込みデータを一時記憶領域に記録す
    るステップと、 前記一時記憶領域のフリースペースが、前記書き込みデ
    ータの一単位に相当する記憶スペースを越える所定の基
    準値より大きい第１条件を判断するステップと、を含
    み、 前記第１条件を満足する場合には、前記書き込みコマン
    ドに対するコマンドコンプリート信号を前記外部装置に
    返信するデータの書き込み方法。
  2. 【請求項２】 前記一時記憶領域に記録されている書き
    込みデータを前記記録媒体に書き込む指示を発するデー
    タ書き込み指示ステップをさらに含み、 前記データ書き込み指示ステップの後に前記第１条件を
    判断して、前記第１条件を満足しない場合には、前記デ
    ータ書き込み指示ステップに戻る請求項１記載のデータ
    の書き込み方法。
  3. 【請求項３】 前記先行書き込みコマンドと前記書き込
    みコマンドとの各論理的ブロックアドレスを比較して、
    前記書き込みコマンドの論理的ブロックアドレスの位置
    が前記先行書き込みコマンドの論理的ブロックアドレス
    の位置に対して重複または所定の離間距離以下である第
    ２条件を判断するステップをさらに含み、 前記第１条件または前記第２条件の何れかの条件を満足
    する場合には、前記書き込みコマンドに対するコマンド
    コンプリート信号を前記外部装置に返信する請求項１記
    載のデータの書き込み方法。
  4. 【請求項４】 前記一時記憶領域に記録されている書き
    込みデータを前記記録媒体に書き込む指示を発するデー
    タ書き込み指示ステップをさらに含み、 前記データ書き込み指示ステップの後に前記第１条件を
    判断して、前記第１条件および前記第２条件の何れの条
    件をも満足しない場合には、前記データ書き込み指示ス
    テップに戻る請求項３記載のデータの書き込み方法。
  5. 【請求項５】 前記第２条件を満足する場合には、前記
    書き込みデータを前記記録媒体に書き込むステップにお
    いて、前記先行書き込みコマンドに対応する書き込みデ
    ータと前記書き込みコマンドに対応する書き込みデータ
    とを連続して前記記録媒体に書き込む請求項４記載のデ
    ータの書き込み方法。
  6. 【請求項６】 ランダムアクセス可能なディスク状記録
    媒体と、 外部装置から送信された書き込みコマンドを実行するま
    でこれを保持するコマンド保持手段と、 前記書き込みコマンドに対応する書き込みデータを一時
    記憶する記憶手段と、 前記書き込みデータを前記ディスク状記録媒体に書き込
    むよう指示する書き込み指示手段と、 前記記憶手段のフリースペースが、前記書き込みデータ
    の一単位に相当する記憶スペースを越える所定の基準値
    より大きい第１条件を判断する論理を備えた第１判断手
    段と、を有し、 前記第１判断手段により前記第１条件を満足すると判断
    された場合には、前記新規書き込みコマンドに対するコ
    マンドコンプリート信号を前記外部装置に返信するディ
    スクドライブ装置。
  7. 【請求項７】 前記第１判断手段により前記第１条件を
    満足しないと判断された場合には、前記第１条件が満足
    されるようになるまで前記コマンドコンプリート信号の
    送信を待機する請求項６記載のディスクドライブ装置。
  8. 【請求項８】 前記コマンド保持手段に保持された既保
    持書き込みコマンドと前記外部装置から新たに送信され
    た新規書き込みコマンドとの間で論理的ブロックアドレ
    スの重複部分がある条件、または、前記既保持書き込み
    コマンドと前記新規書き込みコマンドとが論理的ブロッ
    クアドレス上で規定の離間距離以下である条件、の何れ
    かの条件を満足する第２条件を判断する論理を備えた第
    ２判断手段をさらに有し、 前記第１判断手段により前記第１条件を満足すると判断
    された場合、または、前記第２判断手段により前記第２
    条件を満足すると判断された場合には、前記新規書き込
    みコマンドに対するコマンドコンプリート信号を前記外
    部装置に返信する請求項６記載のディスクドライブ装
    置。
  9. 【請求項９】 前記第１判断手段により前記第１条件を
    満足しないと判断され、かつ、前記第２判断手段により
    前記第２条件を満足しないと判断された場合には、前記
    第１条件が満足されるようになるまで前記コマンドコン
    プリート信号の送信を待機する請求項８記載のディスク
    ドライブ装置。
  10. 【請求項１０】 前記第２判断手段により前記第２条件
    を満足すると判断された場合には、前記書き込み指示手
    段において、前記既保持書き込みコマンドと前記新規書
    き込みコマンドとの２つのコマンドに対応する書き込み
    データを連続して前記ディスク状記録媒体に書き込むよ
    う指示する請求項９記載のディスクドライブ装置。
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