JP2003131942A - ハードディスク装置のキャッシュを制御する方法および装置 - Google Patents

ハードディスク装置のキャッシュを制御する方法および装置

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JP2003131942A JP2002220035A JP2002220035A JP2003131942A JP 2003131942 A JP2003131942 A JP 2003131942A JP 2002220035 A JP2002220035 A JP 2002220035A JP 2002220035 A JP2002220035 A JP 2002220035A JP 2003131942 A JP2003131942 A JP 2003131942A
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Kazuyuki Hori
一行 堀
Koji Yoneyama
浩二 米山
Shigeru Hatakeyama
滋 畠山
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    • G06F3/0656—Data buffering arrangements

Abstract

(57)【要約】 【課題】 ハードディスク装置のキャッシュを制御する
方法および装置に関し、読み出しコマンドに対しより速
く応答するハードディスク装置を提供し、かつ、キャッ
シュ・バッファに以前から記憶されているキャッシュ・
データを考慮してデータが断片化された状態で記憶され
るのを回避することを目的とする。 【解決手段】 キャッシュ・バッファ２に以前から記憶
されているキャッシュ・データを考慮し、不揮発性の記
憶媒体５から検索すべきデータが識別される。ホストか
ら要求されたデータは、検索のため、所望の量の予測読
み出しデータと先取りデータにより目印が付記される。
所望のデータとキャッシュ・バッファに既に記憶された
データとの間にギャップが存在する場合、当該ギャップ
の長さが判断される。データの一部が既にキャッシュ・
バッファに存在する場合、制御装置が、読み出し要求に
対し記憶媒体からの連続的なデータの検索により対処す
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、コンピュータに使
用されているハードディスク装置のキャッシュを制御す
る方法および装置に関するものであり、より詳細には、
読み出しコマンドを実行するために、キャッシュを構成
するキャッシュ・バッファに既に記憶されているデータ
を探索して利用するといったようなハードディスク装置
の制御方法および制御装置に関する。
【０００２】なお、本発明は、2001年７月27日付けで米
国特許庁に出願された仮出願である出願番号第60/308,4
24号の継続出願に対応するものである。
【０００３】
【従来の技術】大部分のコンピュータにおいては、デー
タの不揮発性を保証しつつ当該データを記憶しておくた
めに、ハードディスク装置が使用されている。ハードデ
ィスク装置は、基本的に、書き込みコマンドに応答して
データを磁気的な記憶媒体、光学的な記憶媒体、または
光磁気的な記憶媒体に書き込み、読み出しコマンドに応
答してその記憶媒体からデータを読み出す。最近のハー
ドディスク装置は非常に高速にて動作するが、コンピュ
ータシステムの他の部分の速度と比較すると、記憶媒体
からデータを検索する動作に関してはまだ比較的時間が
かかる。その大きな原因は、ハードディスク装置がある
種の機械的システムや電気機械的システムを備えている
ため、ハードディスク装置が潜在的に有する処理速度が
制限される点にある。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】最近のハードディスク
装置は、不揮発性記憶媒体だけでなく、内部中央演算処
理ユニット（ＣＰＵ：Central Processing Unit）や、
主に制御動作のためにＣＰＵによって使用されるランダ
ム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）や、記憶媒体に書き込
んだり記憶媒体から読み出したりすべきデータを一時的
に記憶しておくキャッシュ・バッファを備えている。キ
ャッシュ・バッファは揮発性メモリであり、非常に動作
が速い。しかしながら、読み出しコマンドは記憶媒体か
らデータを読み出すことによって実行されるため、装置
内の機械的システムの速度が比較的遅いという理由によ
って応答時間が長くなる。それゆえに、本発明の一つの
目的は、読み出しコマンドに対してより速く応答するハ
ードディスク装置を提供することである。
【０００５】キャッシュ・バッファを管理するための公
知の方法では、キャッシュ・バッファに既に記憶されて
いるデータを要求するような新しいデータ要求のコマン
ドが実行されるときに、冗長データがキャッシュ・バッ
ファに記憶される。例えば、図１では、データＮおよび
データＭが、ディスクまたはその他の不揮発性記憶媒体
においてスペースＸにより隔てられた異なる物理的領域
にそれぞれ記憶される。データＮおよびデータＭはキャ
ッシュ・バッファに記憶され、キャッシュ・データＭお
よびキャッシュ・データＮとしてキャッシュ・テーブル
に一時的に記憶される。
【０００６】ホストの要求がスペースＸにあるデータに
向けられたとき、ディスク装置は、代表的に、ホストの
要求に含まれるデータを検索し、これに加えて、ホスト
の要求に先行する所定量のデータ（予測読み出しデータ
（Pre-read Data ）として知られる）と、ホストの要求
に続く所定量のデータ（先取りデータ（先の位置の読み
出しデータ）（Pre-fetch Data or Read-ahead Data ）
として知られる）とを検索する。さらに、予測読み出し
データ、ホストの要求に含まれるデータ、および先取り
データ（図１に示すような媒体の拡張された読み出し要
求）は、キャッシュに記憶され、新しいキャッシュ・デ
ータとしてキャッシュ・テーブルに一時的に記憶され
る。しかしながら、図１から明らかなように、新しいキ
ャッシュ・データの一部とキャッシュ・データＭおよび
Ｎの一部はキャッシュ・バッファに２回（２つの場所
に）記憶されるため、非効率的である。
【０００７】キャッシュ・データＭおよびＮのうちの二
重データ、すなわち、重なったデータは、図２に示すよ
うに無効にしたり削除したりすることができるが、新し
いキャッシュ・データは断片化された状態で記憶される
ため、上記のように無効にしたり削除したりすることは
望ましくない。それゆえに、本発明の一つの目的は、キ
ャッシュを構成するキャッシュ・バッファに以前から記
憶されているキャッシュ・データを考慮し、データが断
片化された状態でキャッシュに記憶されることを回避す
ることによってホストの要求を実行するようなキャッシ
ュ・バッファの制御方法により、ディスク装置の性能を
向上させることである。
【０００８】図３を参照すると、ホストの読み出し要求
の一部を包含するキャッシュ・データがすぐ近くに存在
する場合でも、この読み出し要求によって包含されるデ
ータの一部は、キャッシュ・バッファ内のキャッシュ・
データＭおよびＮの中にはないことがわかる。このた
め、ホストの要求は、単純にデータをキャッシュから検
索するだけでは、すなわち、キャッシュ・ヒットを実行
するだけでは満足させることができない。この原因は、
キャッシュ・データＭおよびＮが互いにすぐ近くに位置
する場合でも、キャッシュ・データＭおよびＮの間にあ
るデータは、キャッシュ・データＭおよびＮに対する予
測読み出しおよび／または先取りによって記憶媒体から
読み出すことができないことにある。したがって、本発
明の他の目的は、キャッシュ・バッファの利用率を増加
させることによってキャッシュ・ヒット率を改善するこ
とである。
【０００９】ハードディスク装置のディスクは絶えず高
速で回転している。読み取りヘッドは、ディスク上をそ
の径方向に移動して、ディスクに記憶されている種々の
データを読み取る。読み取りヘッドが、データの出発点
を通過してしまった後に選択されたトラックに到着した
場合、読み取りヘッドは、読み取りのプロセスが開始さ
れる前に、ディスクが最大で１回転するまで待つ必要が
ある。このことによってもディスク装置の性能が低下す
る。本発明のさらに他の目的は、この点に関して性能を
向上させることである。
【００１０】
【課題を解決するための手段】本発明の一つの実施態様
において、キャッシュを構成するキャッシュ・バッファ
に以前から記憶されているキャッシュ・データを考慮す
ることにより、不揮発性の記憶媒体から検索すべきデー
タが識別される。ホストからのデータの要求を受ける
と、要求されたデータは、検索のために、所望の量の予
測読み出しデータと、所望の量の先取りデータ、すなわ
ち先の位置の読み出しデータとを用いて目印が付記され
る。つぎに、キャッシュ・バッファにデータの一部が既
に存在しているか否かが判断されると共に、所望のデー
タとキャッシュ・バッファに既に記憶されているデータ
との間にギャップが存在している場合には当該ギャップ
がどの位であるかが判断される。データの一部が既にキ
ャッシュに存在している場合には、制御装置が、読み出
し要求に対し、記憶媒体からの単一の連続的なデータの
検索でもって対処する。これによって、キャッシュ・バ
ッファに記憶されているデータは、キャッシュ・バッフ
ァ内でギャップによって断片化されることはない。この
ようにして、ハードディスク装置の性能を評価するため
の個々のアクセス・パターンにおけるキャッシュ・ヒッ
ト率を同じ値に維持しながらキャッシュ・バッファの利
用率を向上させることができる。
【００１１】本発明の他の実施態様においては、予測読
み出しデータおよび先取りデータの量を調節することに
より、読み取りヘッドがデータ読み取り開始地点を逃し
たためにディスクが１回転して読み取りが開始されるま
で待たざるを得なくなる回数を減少させることもでき
る。
【００１２】当業者にとって、上記の本発明の目的およ
びその他の目的や、本発明の特別な実施態様は、以下に
示すような本発明の実施の形態の詳しい説明、添付の図
面、および特許請求の範囲から明らかであろう。
【００１３】
【発明の実施の形態】図４から明らかなように、本発明
に係る典型的なコンピュータシステムは、ホストシステ
ム１と記憶システム７とを備えている。ホストシステム
（ホストとも呼ばれる）１は、記憶システム７に対して
書き込み要求を出してデータを記憶させ、読み取り要求
を出して記憶されたデータを検索する。記憶システム７
は、キャッシュ・バッファ（図４では、単にバッファと
記載している）２、制御装置３、ＣＰＵ４、少なくとも
一つの不揮発性の記憶媒体５、およびＲＡＭ６を備えて
いる。記憶媒体５としては、磁気ディスク、光ディス
ク、光磁気ディスク、またはテープが可能である。キャ
ッシュ・バッファ２が記憶システム７の中ではなく、ホ
ストシステム１に存在することも可能である。
【００１４】制御装置３は、予め定められた条件の下で
読み出しコマンドおよび書き込みコマンドを受け、デー
タをキャッシュ・バッファ２に転送する。書き込みデー
タを記憶させる場合、キャッシュ・バッファに空いた領
域を十分に確保し、書き込みデータがいつでも可能なと
きに逐次的に記憶されるようにする。換言すれば、書き
込みデータは、キャッシュ・バッファ内に空いたスペー
スがないようにして順番に記憶させることが好ましい。
キャッシュ・バッファは、複数個に分かれた論理領域も
しくは物理領域、または論理バッファもしくは物理バッ
ファを備えている。これらの論理領域もしくは物理領
域、または論理バッファもしくは物理バッファは、読み
出しの用途だけや書き込みの用途だけに用いられ、か
つ、単一の論理メモリが読み出しの動作および書き込み
の動作を共有することができる。
【００１５】キャッシュ・バッファ内のデータに対応す
るキャッシュ情報は、ＲＡＭ６に記憶されるか、また
は、キャッシュ・バッファ２の一つの区分に一時的に記
憶される。ＣＰＵ４は、データの転送動作および一時記
憶動作を制御している。ＣＰＵ４はまた制御装置３を制
御すると共に、キャッシュ・バッファからのデータをい
つ記憶媒体５に書き込むべきかを判断する。
【００１６】データは、一般に、書き込みコマンドを受
けてすぐには記憶媒体５に書き込まれない。それゆえ
に、ホストシステム１が、記憶システム７に対して読み
出し要求を呈示したときに、ＣＰＵ４は、ＲＡＭ６内の
キャッシュ情報の中から要求されたデータを探索する。
要求されたデータが既にキャッシュ・バッファ２に記憶
されていた場合はキャッシュ・ヒットであり、記憶媒体
５からデータを読み出すのではなく、キャッシュ・バッ
ファ２内のデータが直ちにホストシステム１に転送され
る。このようなデータ転送動作は、書き込まれていない
データ（すなわち、記憶媒体５にまだ書き込まれていな
いデータ）が存在しているときに実行することができ
る。ところで、上記のようなキャッシュ・ヒットの対象
となるキャッシュ・データは、読み出し要求または書き
込み要求のいずれかに基づいてバッファ内に記憶され
る。さらに、制御装置３は、シーク動作からデータ転送
動作にいたるまで、種々の動作を実行することができ
る。
【００１７】要求されたデータの全てをキャッシュ・バ
ッファから検索できない場合、すなわち、キャッシュ・
ヒットがない場合には、記憶媒体５から読み出すべきデ
ータの量が増え、要求されたデータだけでなく、予測読
み出しデータおよび先の位置の読み出しデータのような
追加データも読み出されることになる。さらに、要求さ
れたデータおよび上記の追加データが記憶媒体５から読
み出され、ホストシステム１に転送するためにキャッシ
ュ・バッファ２に記憶される。この場合には、キャッシ
ュ・バッファ２に記憶されているデータに対応するキャ
ッシュ情報が、ＲＡＭ６に一時的に記憶される。
【００１８】制御装置は、読み出し要求を受けると、ま
ず初めにキャッシュ・テーブルを参照して、要求された
データが既にキャッシュ・バッファ内にあるか否かを判
断する。全てのデータがバッファ内に存在している場合
には、キャッシュ・ヒットを通じて当該データを読み出
し、記憶媒体からデータを読み出すことはない。しかし
ながら、データのごく一部がキャッシュ・バッファに存
在していない場合であっても、例えば図３に示すよう
に、見当たらないデータを記憶媒体から読み出す必要が
ある。
【００１９】読み出し要求がホストシステムから出され
る場合には、ホストのデータ転送要求の範囲が、媒体の
読み出し要求の範囲となる。キャッシュ情報が検索さ
れ、つぎに、要求されたデータと連続しかつ隣接するデ
ータがキャッシュ・バッファに保持されているか否かが
判断される。ホストが要求するデータがキャッシュ内の
データの全部または一部に対してキャッシュ・ヒットに
なった場合には、このキャッシュ・ヒットになったデー
タがキャッシュ・バッファからホストシステムに転送さ
れ、キャッシュ・ヒットになったデータ以外の残りのデ
ータは、新たに媒体の読み出し要求データとして再定義
される。ホストが読み出し要求を出したデータのすぐ近
くにキャッシュ・データがある場合には、媒体の読み出
し要求データとそのすぐ近くにあるキャッシュ・データ
との間の距離（以後、ギャップと呼ぶこととする）が得
られる。ここで、ギャップが大きくない場合には、媒体
の読み出し要求の範囲が拡張され、上記のような近傍の
キャッシュ・データまでが含まれるようになる。ギャッ
プを包含するバッファ領域が確保され、媒体の拡張読み
出し要求の拡張されたデータが媒体から読み出され、キ
ャッシュ・スペースに記憶される。ここで、キャッシュ
情報が一時的に記憶される。
【００２０】最終的に、キャッシュ・バッファ内にある
ホストが要求したデータが転送される。すぐ近くにキャ
ッシュ・データがない場合またはギャップが大きい場合
には、媒体の読み出し要求の拡張範囲が、従来技術と同
様に予め定められた値に基づいて決定される。この方法
を用いることにより、バッファの利用率が向上する。と
いうのも、同じデータがキャッシュ・バッファ領域に重
複して記憶されることはなく、読み出しにおけるヒット
率が向上するからである。キャッシュ・データがキャッ
シュ・バッファ内に分散して記憶されず、キャッシュ・
データが全体として連続しているデータとして保持され
るため、装置の性能が向上する。
【００２１】本発明の特別なケースについて、図面を参
照して説明する。
【００２２】図５は、ホストの要求に対して予測読み出
し量と先取り量を決定する方法を説明する図である。一
般に、ホストのデータ要求に従って記憶媒体から読み出
すべきデータの範囲は、キャッシュ・バッファ内に存在
しているデータによって決定される。この方法は、ホス
トが要求するデータの全体をキャッシュ・バッファのシ
ーク動作によって当該キャッシュ・バッファ内で見つけ
ることができないために、ホストが要求するデータに対
するキャッシュ・ヒットがないときに使用される。
【００２３】まず初めに、ホストが要求するデータに基
づいてキャッシュ・バッファ内のキャッシュ・データを
検索する。キャッシュ・バッファの検索は、ホストが要
求するデータの論理アドレスを利用してキャッシュ情報
テーブル上で行う。キャッシュ・バッファの探索を通し
て、ホストが要求するデータに関して当該データの論理
アドレスのすぐ近くにあるキャッシュ・データＭおよび
Ｎが識別される。つぎに、データの論理アドレスに関し
てホストが要求するデータとその前方に隣接するキャッ
シュ・データＮとの間の第１のギャップと、データの論
理アドレスに関してホストが要求するデータとその後方
に隣接するキャッシュ・データＭとの間の第２のギャッ
プが計算される。第１のギャップの値を予測読み出し量
とし、第２のギャップの値を先取り量とする。予測読み
出し量、ホストが要求するデータの範囲、および先取り
量の３つが、媒体の拡張読み出し要求となる。この媒体
の拡張読み出し要求に基づく場合には、データが記憶媒
体から読み出され、キャッシュ・ヒット率を維持しつつ
バッファの利用量を顕著に少なくすることができる。
【００２４】データは、第１のギャップおよび第２のギ
ャップを埋めるようにして記憶媒体からだけ読み出され
るので、上記の方法は、読み出しギャップ充填（Read-G
ap-Fill ）法と呼ばれる。さらに、データは、重複した
データが記憶されることがないように、ギャップを充填
するようにして読み出されるため、キャッシュ・バッフ
ァに記憶されるデータに関しては、データの論理アドレ
スが連続している。このため、断片化されたデータが記
憶されることも回避できる。したがって、読み出しヒッ
ト率を向上させることができる。また一方で、予測読み
出し量が代表的な予測読み出し量に関する所定量よりも
少ない場合、および、先取り量が代表的な先取り量に関
する所定量よりも少ない場合、またはそのいずれか一方
の場合は、記憶媒体からデータを読み出すのに機械的な
動きを遂行する時間、例えば記憶媒体に対してヘッドが
移動する時間を短くすることができるので、ディスク装
置の性能を向上させることができる。さらに、この方法
では、ホストの要求するデータに対する予測読み出し量
および先取り量が、それぞれ第１のギャップおよび第２
のギャップに依存して変化する。
【００２５】図５に示したように、要求されたデータに
加えて十分な予測読み出しデータと先取りデータ（先の
位置の読み出しデータ）がキャッシュ・バッファ内に存
在していない場合には、記憶媒体の読み出しを行う必要
がある。予測読み出しデータと先取りデータの長さは場
合によっては調整可能であるとはいえ、以下に見るよう
に、好ましい予測読み出しデータと先取りデータがいく
つかある。このため、キャッシュ・データＮとホストの
要求との間にある予測読み出しデータは、記憶媒体から
得られる。その他には、こうすることによって、キャッ
シュ・バッファ内で、ホストの要求そのものを通じてキ
ャッシュ・データＮからデータの連続性が作り出される
ということがある。ホストの要求とキャッシュ・データ
Ｍとの間にある先取りデータも記憶媒体から検索され
る。このようにして、ホストが要求するデータとキャッ
シュ・バッファ内のキャッシュ・データＭとが連続する
ことになる。
【００２６】キャッシュ・バッファ内に連続的なデータ
を記憶させること、すなわち、バッファ内にギャップが
ないことが好ましいとはいえ、図６に示すように、記憶
されたデータそのものがキャッシュ・バッファ内で連続
的である必要はない。図６では、図５に示した媒体の拡
張読み出し要求がキャッシュ・バッファに記憶される。
まず初めに、キャッシュ・データＭが記憶され、つぎ
に、キャッシュ・データＮが記憶され、さらに、媒体の
拡張読み出し要求を望み通り完全なものにするのに必要
な新しいキャッシュ・データが記憶される。こうすると
図６のバッファに空白の領域が残る。このようにして、
データの重複が回避され、キャッシュ・バッファ内にギ
ャップが形成されることはない。こうすると、キャッシ
ュ・バッファ内に、より連続的で、オープンで、利用し
やすいメモリスペースが提供される。しかも、前述の従
来の図２の方法と比較すると、断片化したデータを記憶
させることを回避することが可能になる。なぜならば、
新しい不連続的なデータにギャップが残っている場合
は、古いキャッシュ・データＭおよびＮの重複した部分
を無効にしたり削除したりする必要がないからである。
【００２７】ギャップなしの状態でキャッシュ・バッフ
ァにデータを記憶させる方法がいくつかある。例えば図
７では、まず初めに、データ・ブロック内のデータC1が
キャッシュ・バッファに記憶され、つぎに、データC2が
記憶される。図７は、ホストの要求するデータR3の全体
が、キャッシュ・バッファ内に存在しているキャッシュ
・データC1の上に広がっているケースを示している。ホ
ストが要求するデータR3とキャッシュ・バッファ内に存
在しているキャッシュ・データC2との間にはギャップが
ある。図７では、データC1およびC2は、キャッシュ・バ
ッファ内でバッファ・アドレスに関しては連続である
が、記憶媒体内では不連続である。データC1およびC2
は、互いにかなり近くにあるにもかかわらず、これらの
データC1およびC2の論理アドレスも不連続になってい
る。
【００２８】制御装置は、読み出し要求R3を受けると、
要求されたデータをバッファ内で探索する。ただし、こ
のデータには予測読み出しデータと先取りデータは含ま
れていない。キャッシュ・バッファを探索しても制御装
置がキャッシュ・ヒットに至らなかった場合、すなわ
ち、要求されたデータの全体がキャッシュ・バッファ内
で見つからなかった場合には、すぐ近くにあるキャッシ
ュ・データをキャッシュ・バッファ内で検索する動作が
実行される。図７では、この探索を通じて、キャッシュ
・データC1が、後方に隣接するキャッシュ・データとし
て検出され、キャッシュ・データC2が、前方に隣接する
キャッシュ・データとして識別されている。この状況で
は、後方に隣接するキャッシュ・データがないため予測
読み出し量は得られない。つぎに、所定の量をホストの
要求R3に対する予測読み出しデータとして、予め定めら
れた量を設定する。先取りデータに関しては、ギャップ
に対応する量が、ホストの要求R3に対する先取りデータ
として設定される。
【００２９】媒体の拡張読み出し要求として、予測読み
出しデータ、ホストの要求R3、および先取りデータの合
計を計算する。キャッシュ・データC2の直後のスペース
をデータC3が利用できる場合、すなわち、このスペース
がデータC3に対して確保されている場合には、上記の計
算に基づき、図７に示したように、データC3を記憶媒体
から読み出してキャッシュ・バッファに記憶させる。そ
の後、重複したキャッシュ・データC1を削除または排除
するか、キャッシュ情報テーブルのキャッシュ・データ
に関するキャッシュ情報を無効にする。このとき、デー
タC1およびC2はバッファ内で連続である必要はない。バ
ッファ内でキャッシュ・データC1の後ろの位置に、予め
定められた予測読み出しデータ、ホストが要求するデー
タ、および先取りデータの全ての量を記憶するのに十分
なスペースがあることが望ましい。
【００３０】この場合は、埋めるべきギャップを計算し
た後、予測読み出しデータ、要求された全てのデータ
（R3）、および先取りデータを記憶媒体から読み出し、
キャッシュ・バッファ内にデータC3として記憶させる。
このようにしてもディスク装置の性能が大きく低下する
ことはない。なぜならば、データが記憶媒体から連続的
に読み出されるからである。しかしながら、データC1は
データC3に含まれているために重複したデータとなって
いることから、データC1は除去される。このようにし
て、バッファ内のデータは、データC2の最初の位置から
データC3の終わりの位置まで連続であり、データC1が最
初に記憶されたバッファ内のスペースが自由スペースと
して利用できる。
【００３１】図８は、ホストの要求R4の全体が、キャッ
シュ・バッファ内に存在しているキャッシュ・データC3
の上に広がっていて、しかもホストの要求R4とキャッシ
ュ・バッファ内に存在しているキャッシュ・データC1と
の間にギャップがあるケースを示すものである。図８で
は、データ・ブロックC1がキャッシュ・バッファに記憶
され、その後にデータ・ブロックC2が続いている。ここ
でも、データC1およびC2はキャッシュ・バッファ内に連
続的に記憶されているが、これらのデータの記憶媒体内
での論理ブロック・アドレス（ＬＢＡ）は異なってい
る。ここでは、他のケースと同様に、ホストの要求に対
するキャッシュ・ヒットはないと仮定されている。さら
に、“C1”は、ホストの要求の後方に隣接するキャッシ
ュ・データであると規定され、“C2”は、ホストの要求
の前方に隣接するキャッシュ・データであると規定され
ている。
【００３２】読み出し要求R4に関しては、制御装置が、
存在しているデータ、読み出し要求R4に対して前方に隣
接するキャッシュ・データ、および読み出し要求R4に対
して後方に隣接するキャッシュ・データを求めて、キャ
ッシュ・バッファ内を探索する。この場合には、キャッ
シュ・データC1が、後方に隣接するキャッシュ・データ
として見つけ出され、ホストの要求R4とキャッシュ・デ
ータC1との間のギャップが、このギャップを埋めるべき
予測読み出しデータとして計算される。キャッシュ・デ
ータC2は、前方に隣接するキャッシュ・データとして見
つけ出されるが、その全体が要求R4によって包含され
る。ホストの要求R4に対する先取りデータとして、制御
装置は予め定められた値を適用する。したがって、記憶
媒体が読み出され、予測読み出しデータと予め定められ
た先取りデータが検索される。しかしながら、要求R4の
全体も、他のデータと連続しているために、記憶媒体か
ら検索される。この結果、データC3の連続したストリン
グ（String）がキャッシュ・バッファに記録され、C2が
無効にされるかまたは削除される。
【００３３】図９は、ホストのデータ要求R5の一部が、
キャッシュ・バッファに存在しているキャッシュ・デー
タC1の上に広がっていて、しかもホストのデータ要求と
キャッシュ・バッファに存在しているキャッシュ・デー
タC2との間にギャップが存在しているケースを示すもの
である。図９では、データC1がキャッシュ・バッファに
記憶され、その後にデータC2が続いている。当然のこと
ながら、データC1およびC2はバッファ内で連続的に記憶
されるが、これらのデータは記憶媒体内では異なるＬＢ
Ａに位置する。要求R5に関しては、制御装置が、要求さ
れたデータの一部がキャッシュ・バッファ内でキャッシ
ュ・データC1の上に広がっていること、および、ホスト
の要求R5とキャッシュ・データC2との間にギャップがあ
ることを明らかにする。R5とC1との間にはギャップがな
いため、ギャップを埋めるべき予測読み出し値は計算す
ることができない。
【００３４】制御装置は、つぎに、ホストの要求のうち
のどの範囲がキャッシュ・データC1と重複しているかを
計算し、キャッシュ・データC1のうちで重複したデータ
をキャッシュ・ヒットとしてホストシステムに転送す
る。制御装置は、つぎに、キャッシュ・ヒットを通じて
読み出されかつ転送された範囲を、ホストの要求R5から
減算することによって、ホストの要求R5を更新する。こ
こでは、R5とC1との間にギャップがないため、制御装置
は、予測読み出し量に対して“０”という値を設定す
る。制御装置は、R5とC2との間のギャップに基づいて先
取り値を決定する。更新されたホストの要求R5と決定さ
れた先取り値に基づき、データC3を設定する。データC3
は、記憶媒体から検索する必要がある。つぎに、データ
C3を読み出し、キャッシュ・バッファ内でC2の後ろの位
置に記憶させる。この場合、データの重複はないため、
データC1およびC2は削除されない。
【００３５】図10は、図９に示したケースのさらに別の
可能性を示すものである。図10では、データ・ブロック
を構成するデータC1およびC2が、記憶媒体では異なるＬ
ＢＡを有するにもかかわらず、キャッシュ・バッファで
はやはり連続的に記憶されている。制御装置は、読み出
し要求R6を通じて、予測読み出し量としてデータC1を完
全に包含する予め定められた値を設定する。なぜなら
ば、R6とC1との間にはギャップがないため、予め定めら
れた予測読み出しデータ量のうちのいくつかは計算する
必要がないからである。既に説明したように、制御装置
は、ホストの要求R6に応じて先取りデータ量を計算す
る。この場合、データC1の前の位置に来るデータが予測
読み出しデータのために必要である。このようなわけ
で、データC1の前の位置に置く必要があるデータを検索
するために記憶媒体が連続的に読み出され、こうして読
み出されたデータが、データC3としてキャッシュ・バッ
ファに記憶される。つぎに、データC1が無効にされるか
または削除されて、連続的なデータがキャッシュ・バッ
ファに残される。
【００３６】図11は図９と同様の図であるが、読み出し
要求R7にデータC2の一部が含まれているケースを示すも
のである。図11では、ホストのデータ要求R7の一部が、
キャッシュ・バッファに存在しているキャッシュ・デー
タC2の上に広がっている。ホストの要求R7とキャッシュ
・バッファに存在しているキャッシュ・データC1との間
にはギャップがある。図９の場合と同様に、制御装置
は、ホストの要求のうちのどの範囲がキャッシュ・デー
タC2と重複しているかを計算し、キャッシュ・データC2
のうちで重複したデータをキャッシュ・ヒットとしてホ
ストシステムに転送する。制御装置は、つぎに、転送さ
れた範囲をホストの要求R7から減算することにより、ホ
ストの要求R7を更新する。R7とC2との間にギャップがな
いため、制御装置は、先取り量に対して“０”という値
を設定する。制御装置は、R7とC1との間のギャップに基
づいて予測読み出し値を決定する。更新されたホストの
要求R7と決定された先取り値に基づき、データC3を設定
する。連続であるC1とC2との間のギャップが記憶媒体か
ら読み出され、データC3として記憶される。この場合に
は、バッファ内に重複がないため、データC1およびC2は
削除されない。
【００３７】図12は、図11に示したケースのさらに別の
可能性を示すものである。図12では、予測読み出しデー
タが、R8とC1との間のギャップに基づいて決定される。
先取りデータとしては、予め定められた量が設定され
る。この場合、データC3内のＬＢＡは、連続的に記憶媒
体から読み出される。データC3がデータC2の全体を包含
しているため、データC2はキャッシュ・バッファから削
除される。
【００３８】これらのケースに加えて、ホストの要求が
或るキャッシュ・データの一部の上に広がると共に、別
のキャッシュ・データ全体の上に広がっているケース
（すなわち、複合ケース）がある。例えば、以下のケー
スがそうした複合ケースであると考えられる。
【００３９】１）ホストの要求の一部が、データC1およ
びデータC2の両方の上に広がっている。すなわち、ホス
トの要求の後端の一部がデータC1の前端の上に広がり、
ホストの要求の前端の一部がデータC2の後端の上に広が
っている。
【００４０】２）ホストの要求が、データC1の全体とデ
ータC2の一部の上に広がっている。
【００４１】３）ホストの要求が、データC1の一部とデ
ータC2の全体の上に広がっている。
【００４２】４）ホストの要求が、複数のデータC1およ
びC2の全体の上に広がっていて、しかも、それ以外のデ
ータC1またはC2の対向する端部の全体または一部の上に
広がっている。
【００４３】既に説明した方法を組み合わせることによ
ってこれらのケースに対処することができる。いずれに
せよ、データが記憶媒体から直接に読み出されない場合
には、キャッシュ・データ内のデータは、キャッシュ・
ヒットがあったときに転送される。
【００４４】本発明は、おそらく、数値例を参照するこ
とでよりよく理解されるであろう。データの連続性は、
一般に、連続した数字をＬＢＡ（論理ブロック・アドレ
ス）に割り当てることによって制御される。キャッシュ
・バッファが以下のＬＢＡアドレスに情報を記憶してい
ると仮定しよう。すなわち、キャッシュ・データ１が10
〜19のＬＢＡアドレスに情報を記憶し、キャッシュ・デ
ータ２が30〜39のＬＢＡアドレスに情報を記憶し、キャ
ッシュ・データ３が50〜59のＬＢＡアドレスに情報を記
憶していると仮定する。ホストシステムからの読み出し
要求25〜26（ＬＢＡ）があり、キャッシュ・データが検
索される場合には、前方に隣接するキャッシュ・データ
であるキャッシュ・データ１：10〜19、後方に隣接する
キャッシュ・データであるキャッシュ・データ２：30〜
39（ＬＢＡ）を削除することができる。したがって、記
憶媒体から実際に読み出されるデータの範囲には、予測
読み出し20〜24（ＬＢＡ）、ホストの要求25〜26（ＬＢ
Ａ）、および先取り27〜29（ＬＢＡ）が含まれ、これら
全てのデータ20〜29（ＬＢＡ）がキャッシュ・データと
して記憶される。この結果、キャッシュ・バッファを全
体として眺めると、データ10〜39（ＬＢＡ）は、冗長な
キャッシュ・データなしの状態でバッファ内に連続的に
記憶させることができる。
【００４５】ホストの要求が25〜45（ＬＢＡ）を包含し
ていて、キャッシュ・バッファが検索される場合には、
前方に隣接するキャッシュ・データはキャッシュ・デー
タ１：10〜19（ＬＢＡ）であり、後方に隣接するキャッ
シュ・データはキャッシュ・データ３：50〜59（ＬＢ
Ａ）である。キャッシュ・データ２：30〜39（ＬＢＡ）
は、ホストの要求によって完全に包含されている。本発
明では、キャッシュ・バッファを厳密に制御して媒体の
要求を２つの要求に分割することが可能である。要求の
一つは20〜24（ＬＢＡ）であり、他方は46〜49（ＬＢ
Ａ）である。しかし通常は、キャッシュ・データ２が削
除され、データ20〜49（ＬＢＡ）が記憶媒体から読み出
されてキャッシュ・バッファにキャッシュ・データとし
て記憶される場合に性能の向上が期待される。
【００４６】これらの結果を得る方法は、今や、以前よ
りも簡単に理解することができる。ハードディスク装置
のＣＰＵ は、ホストからの読み出し要求を受けると、
予測読み出しデータおよび先取りデータを要求されたア
ドレスに足し合わせ、キャッシュ・バッファ内に既にそ
のデータがあるか否かを判断する。探索（サーチ）は以
下のようにして行う。
【００４７】ホストの要求の先頭の論理アドレス（ＬＢ
Ａ）が、記憶されているキャッシュ・データの最終の論
理アドレスと順番に比較される。つぎに、ホストの要求
の先頭の論理アドレスと記憶されているキャッシュ・デ
ータの最終の論理アドレスとの間の差が最も小さい、隣
接した拡張キャッシュ・データC1を決定する。
【００４８】この探索ステップと同様に、ホストの要求
の最終の論理アドレス（ＬＢＡ）が、記憶されている拡
張キャッシュ・データの先頭の論理アドレスと順番に比
較される。つぎに、ホストの要求の最終の論理アドレス
と記憶されている拡張キャッシュ・データの先頭の論理
アドレスとの間の差が最も小さい、隣接したキャッシュ
・データC2が決定される。
【００４９】通常は、ディスク装置が、キャッシュ・デ
ータだけでなく、キャッシュ・データを管理するための
キャッシュ情報テーブルも保持する。したがって、隣接
したキャッシュ・データC1およびC2を見つけるためにキ
ャッシュ情報が探索され、キャッシュ・データそのもの
は探索されない。一般に、テーブル内のキャッシュ情報
は、キャッシュ・データの各区分または全体に、少なく
とも以下の情報を含んでいる。
【００５０】i）キャッシュ状態フラグ（有効、無効な
ど） ii）データの先頭アドレス iii）データの最終アドレス iv）キャッシュ・バッファ記憶位置の先頭アドレス v）キャッシュ・バッファ記憶位置の最終アドレス ハードウェアによるサポートが可能な場合、例えばサー
チ・エンジン・ハードウェアが利用できる場合には、単
純な形式のキャッシュ情報テーブルが生成されるのであ
れば、高速で探索を行うことが可能であろう。また一方
で、図13を参照すると、キャッシュ・テーブルが、ホス
トの要求Ｈの先頭アドレスＨsaを用いてキャッシュ情報
テーブルの第１行から最終行まで探索されることがわか
る。この探索動作の期間では、先頭アドレスＨsaが、記
憶されている全キャッシュ情報（ｎ）の先頭アドレスＣ
sa（ｎ）と比較される。先頭アドレスＨsaがキャッシュ
情報の先頭アドレスＣsa以上である場合には、先頭アド
レスＨsaが、先頭アドレスＣsaが先頭アドレスＨsa以下
であると判断されたキャッシュ情報の最終アドレスＣea
とも比較される。先頭アドレスＨsaが最終アドレスＣea
以下である場合には、先頭アドレスＨsaがキャッシュ情
報の中に存在すると判断される。この場合は、そのよう
な部分に関するキャッシュ・ヒットを転送することがで
きる。そのような部分に関しては記憶媒体を読み出す必
要はなく、したがってそのような部分は素早くホストシ
ステムに転送することができる。
【００５１】したがって、ホストの要求の範囲Ｈが、ホ
ストの要求の範囲Ｈ′に縮小される。つぎに、ホストの
要求Ｈ′の先頭アドレスＨsaを用いて探索が続けられ
る。さらにヒットの転送が可能であれば、ヒットの転送
がなされ、新しい探索が行われる。ヒットの転送が不可
能でない限り、これらのステップが繰り返される。つぎ
に、最終ヒットの転送がなされる対象となったキャッシ
ュ・データが、前方に隣接したキャッシュ・データC1で
あると判断される。
【００５２】その一方で、ヒットの転送を引き起こすこ
とのできる先頭アドレスが見つからない場合には、探索
が続けられる。探索中には、記憶されているキャッシュ
情報の先頭アドレスがホストの要求の先頭アドレスより
も小さいのであれば、記憶されているキャッシュ情報の
最終アドレスがホストの要求の先頭アドレスと比較さ
れ、記憶されているキャッシュ情報の最終アドレスとホ
ストの要求の先頭アドレスとの差が計算され、この計算
結果が一時的にメモリに保持される。先頭アドレスを見
つけ、アドレス同士を比較し、その距離を計算するとい
う動作は、計算された距離の最小値を有するキャッシュ
・データが見つかるまで繰り返される。それが見つかっ
た場合には、そのキャッシュ・データが前方に隣接する
キャッシュ・データC1であると見なされ、前方に隣接す
るキャッシュ・データの探索が終了する。
【００５３】前方に隣接するキャッシュ・データの探索
が終了した後、ホストの要求Ｈ（またはＨ′）の最終ア
ドレスＨea（またはＨ′ea）を用いてキャッシュ情報を
さらに探索する。このとき、２つの可能性がある。一つ
は、最終アドレスＨeaがキャッシュ内に存在している可
能性であり、もう一つは最終アドレスＨeaがキャッシュ
内に存在していない可能性である。第１の可能性につい
て、図13を参照して以下に説明する。図13では、見つか
った第１のデータがキャッシュ・データＮであると仮定
している。
【００５４】キャッシュ・データの状態の検出は、ある
一つのアルゴリズムによって行う。まず初めに、ホスト
の要求の最終アドレスＨeaを、キャッシュ情報、例えば
キャッシュ・データＬ〜キャッシュ・データＭの各先頭
アドレスＣsa（ｎ）と比較する。最終アドレスＨeaが先
頭アドレスＣsa（ｎ）よりも小さい場合には、そのよう
な先頭アドレスＣsa（ｎ）を有するキャッシュ・データ
（ｎ）が、後方に隣接するキャッシュ・データC2の候補
となる。図面では、キャッシュ・データＭが候補であ
る。さらに探索を行い、キャッシュ・データ（Ｍ）の先
頭アドレスＣsa（Ｍ）よりも近くにある先頭アドレスＣ
saを有するキャッシュ・データ（ｎ）がないことがわか
った場合には、キャッシュ・データ（Ｍ）が後方に隣接
するキャッシュ・データであると判断される。たまたま
ホストの要求Ｈの最終アドレスＨeaに最も近い先頭アド
レスＣsaを有するキャッシュ・データ（ｎ）が存在して
いる場合には、このキャッシュ・データ（ｎ）が、後方
に隣接するキャッシュ・データと見なされる。最終アド
レスＨeaが先頭アドレスＣsa（ｎ）以上である場合に
は、先頭アドレスＨsaが最終アドレスＣea（ｎ）と比較
される。このとき、最終アドレスＨeaが最終アドレスＣ
ea（ｎ）以下である場合には、キャッシュ・データ
（ｎ）が第１の状態であると理解することができる。
【００５５】図13では、キャッシュ・データＮが第１の
状態である。最終アドレスＨeaが最終アドレスＣea
（ｎ）よりも大きいのであれば、上記のより大きな最終
アドレスを有するキャッシュ・データ（ｎ）は捨てら
れ、探索が続けられる。このようにして捨てられるキャ
ッシュ・データ（ｎ）は、図面ではキャッシュ・データ
Ｌである。このとき、第１の状態については、記憶媒体
から最初に範囲Ａを読み出し、つぎに範囲Ｂを読み出
し、キャッシュ（Ｎ）からヒットの転送を行うことが考
えられる。しかしながら、通常は、ホストシステムがラ
ンダムに要求を出すのではなく多くのアクセス要求を順
番に出しているため、範囲Ａを読み出した後に記憶媒体
からデータを読み出すことを止めるよりは、ホストの要
求範囲と連続している記憶媒体からデータを読み出し続
けるほうがよい。したがって、この場合には、第１の状
態にあるキャッシュ・データは捨てられる。第２の状態
を検出した場合にのみ、最終アドレスＨeaを先頭アドレ
スＣsa（ｎ）と比較することが可能である。その後は、
記憶媒体から範囲Ａを読み出し、キャッシュ情報をチェ
ックした後にキャッシュ・データＬとキャッシュ・デー
タＮが削除される。
【００５６】このプロセスを実行するアルゴリズムを図
14および図15に示す。図14において、読み出しコマンド
（ステップＳ10）を受け取ると、ホストの要求範囲がＨ
に設定され、ホストの要求の先頭アドレスと最終アドレ
スが、それぞれＨsaとＨeaに設定される（ステップＳ1
2）。存在しているキャッシュ情報の先頭アドレスと最
終アドレスが、それぞれキャッシュ（キャッシュ・デー
タの略）（ｎ）saとキャッシュ（ｎ）eaに設定される
（ステップＳ14）。つぎにキャッシュ情報が一番上の行
から検索される（ステップＳ16）。
【００５７】制御装置は、次のキャッシュ情報（ｎ）が
存在しているか否かを判断する（ステップＳ18）。もし
存在しているのであれば、キャッシュ（ｎ）saがＨsa以
下であるか否かの判断がなされる（ステップＳ20）。も
し存在していないのであれば、ステップＳ28に行く。ス
テップＳ20の答えが「はい」である場合には、キャッシ
ュ（ｎ）eaがＨsaよりも小さいか否かをこのアルゴリズ
ムで判断する（ステップＳ22）。もしそうでなければ、
このアルゴリズムでバッファからデータ範囲（Ｈsa−キ
ャッシュ（ｎ）ea）のヒットの転送を行い、残ったデー
タ範囲をＨ′と再定義する（ステップＳ24）。もしステ
ップＳ22で「はい」が得られた場合には、キャッシュ情
報（n）がデータC1の候補とされ、値（Ｈsa−キャッシ
ュ（ｎ）ea ）が予測読み出し量として設定される（ス
テップＳ26）。ステップＳ24またはステップＳ26の後、
ステップＳ18で「いいえ」が得られるまで、ルーチンが
何度もステップＳ18に戻る。このとき、予測読み出しの
候補がある場合には予測読み出し量Ｐr が最小値に設定
され、そうでない場合には予め定められた値に設定され
る（ステップＳ28）。
【００５８】つぎに、図15において、キャッシュ情報
が、再びキャッシュ情報テーブルの一番上の行から探索
される（ステップＳ30）。これは、次のキャッシュ情報
（ｎ）が存在しているか否かを判断することによって実
行される（ステップＳ32）。もし存在しているのであれ
ば、Ｈeaがキャッシュ（ｎ）saよりも小さいか否かをア
ルゴリズムが判断する（ステップＳ34）。もし存在して
いないのであれば、「はい」が得られるまで、ルーチン
が何度もステップＳ32に戻る。ステップＳ34で「はい」
が得られると、キャッシュ情報（ｎ）がデータC2の候補
となり、値（キャッシュ（ｎ）sa−Hea ）が先取り量と
して設定される（ステップＳ36）。つぎにルーチンがス
テップＳ32に戻り、ステップＳ32で「いいえ」が得られ
るまでループが継続する。つぎに、先取りの候補がある
場合には先取り量Ｒa が最小値に設定され、ない場合に
は予め定められた値に設定される（ステップＳ38）。Ｐ
r とＲa は、装置の機械的特性に従ってステップＳ40に
て調整され、バッファ・スペースが確保される（ステッ
プＳ42）。すると記憶媒体が読み出され、ホストの要求
するデータが記憶媒体から転送される。つぎに、先取り
が停止され、キャッシュ情報の一貫性がチェックされる
（ステップＳ44）。ルーチンは、ステップ（ステップＳ
46）で終了する。
【００５９】一言付け加えておくと、専用のハードウェ
アではなくソフトウェアで探索を行っている場合には、
キャッシュ情報を二分木の形式にするほうが好ましかろ
う。この場合には、基本的な探索方法は、専用のハード
ウェアを用いる場合に適した検索方法と同じである。
【００６０】さらに、読み出しギャップを埋めるために
高速探索を行うことが望まれている場合には、特殊な管
理情報を与え、その特殊な管理情報を用いて探索を行う
とよい。そのような特殊な管理情報としては、例えば、
キャッシュ情報の各ストリングまたはブロックに与えら
れた探索番号を記憶したテーブルや、各キャッシュ情報
ブロッの先頭アドレスと最終アドレス、すなわち各探索
番号の先頭アドレスと最終アドレスが可能である。前方
に隣接するキャッシュ情報および後方に隣接するキャッ
シュ情報、またはそのいずれか一方のキャッシュ情報の
探索においては、テーブルに記憶されている先頭アドレ
スと最終アドレスが上に説明したのと同じような手順で
探索される。
【００６１】本発明では、“隣接する”は、たとえ距離
が大きくても最も近くにあることを意味する。しかしな
がら、所望の量のバッファ・スペースがいつでも利用で
きるわけではなく、記憶媒体を読み出してそのデータを
キャッシュに記憶させ得る量は、読み出しコマンドが実
行されたときに利用できるバッファ・スペースによって
制限される。
【００６２】例えば、一つの要求に対して用意できるキ
ャッシュ・バッファの最大サイズが“100 ”であると仮
定しよう。このような制限がないのであれば、バッファ
のサイズは、そのバッファの実際の最大サイズに対応す
る。このとき、ホストの要求範囲が“10”であり、ホス
トの要求と前方に隣接するキャッシュ・データC1との距
離が“50”であり、ホストの要求と後方に隣接するキャ
ッシュ・データC2との距離が“20”であったとすると、
合計が80となり、ホストの要求に関して用意する必要の
あるバッファ・サイズは“80”になる。キャッシュ・デ
ータC1が存在していない場合には、予測読み出し量は、
キャッシュ・バッファの最大サイズが“100 ”であると
いう制約に基づいて“70”に決定される。すなわち、先
取りは、キャッシュC2への距離に由来する“20”であ
り、望ましいホストの要求のサイズは“10”であるた
め、予測読み出し量は、キャッシュ・バッファの最大サ
イズ“100 ”から先取り“20”とホストの要求のサイズ
“10”を減算することによって計算される。したがっ
て、記憶媒体からの読み出しのサイズは“70”と“20”
と“10”を足し合わせることによって“100 ”に設定さ
れるため、ホストの要求のサイズ“10”に対しては、キ
ャッシュ・バッファの最大サイズ“100 ”が用意され
る。
【００６３】キャッシュ・データC1への距離が“50”
で、キャッシュ・データC2への距離が“60”である場合
には、合計サイズがホストの要求に対して“50”と“6
0”と“10”を足し合わせることによって得られるた
め、合計サイズはキャッシュ・バッファの最大サイズ
“100 ”を超える。この場合には、先取りが優先され、
予測読み出しがサイズ“30”に制限される。
【００６４】キャッシュ・データC1への距離が“100 ”
で、キャッシュ・データC2への距離が“120 ”である場
合には、ホストの要求と先取りを合計したサイズだけで
バッファの最大サイズ“100 ”を超える。この場合に
は、先取りはサイズ“90”に制限され、予測読み出しは
“０”にされる。
【００６５】しかしながら、予測読み出しおよび／また
は先取りの足し算が、不必要な待ち時間、すなわち回転
の待ち時間を長くしているのであれば、ディスク装置の
全体性能が低下する可能性がある。このような性能の低
下の問題を解決するためには、ジャスト・イン・タイム
方式のシーク動作（Just-in-time-seek Operation ）が
有用なツールになる。
【００６６】さらに、ホストへのアクセスのいくつかの
パターン、例えば、逆方向への多数の順次アクセスで
は、予測読み出しが“０”に設定されており、性能が低
下する可能性がある。この場合には、予測読み出しとし
て最小量を設定すると、性能が向上する可能性がある。
【００６７】記憶装置は、読み出し処理動作において、
機械的パラメータまたは時間（例えば、シーク動作や回
転の待ち時間など）に関する処理速度特性を有すること
が知られている。そこで、媒体の読み出し要求のデータ
拡張量が現在のキャッシュ情報のみに基づいている場合
には、余分な処理時間が必要となる可能性がある。この
ため、装置の性能が低下する可能性がある。拡張量は、
予測読み出し量と先取り量に対応する。
【００６８】ここで、読み出し要求がホストシステムか
ら出される場合には、ホストの転送要求のデータの範囲
は、媒体の読み出し要求のデータの範囲であると規定さ
れる。記憶されているキャッシュ情報は、このデータ範
囲に基づいて探索され、キャッシュ・バッファ内に、デ
ータの連続性に関して隣接するキャッシュ・データが存
在しているか否かが判断される。ホストのデータ転送要
求がキャッシュ・バッファ内のデータの全部または一部
を包含している場合には、ホストシステムが、キャッシ
ュ・バッファ内のキャッシュ・データに対してキャッシ
ュ・ヒットを行い、キャッシュ・ヒットとなったデータ
の範囲が、キャッシュ・バッファからホストシステムへ
転送される。もし残ったデータの範囲があるならば、そ
のデータの範囲が、媒体の読み出し要求の新しいデータ
の範囲とされる。隣接するキャッシュ・データが存在し
ている場合には、データの連続性に関し、媒体の読み出
し要求のデータの範囲とキャッシュのデータの範囲との
距離（以後、ギャップと呼ぶこととする）が計算され
る。このとき、この距離が第１の最大値にされる。隣接
するキャッシュ・データが存在していない場合には、比
較的大きな予め定められた値が第２の最大値に設定され
る。
【００６９】つぎに、現在処理中のデータが記憶媒体の
どの位置にあるかに関する位置関係、すなわち、読み出
し手段の現在の位置と、媒体の読み出し要求のデータの
範囲との間の位置関係が得られる。このときに、記憶媒
体上での処理動作の時間、例えば、ヘッドの移動時間が
考慮される。この関係情報に基づき、予測読み出しと先
取りに対する制限値が計算される。第１の最大値がこの
制限値と比較される。第１の最大値がこの制限値よりも
大きい場合には、この制限値が予測読み出し値または先
取り値にされる。また一方で、第２の最大値もこの制限
値と比較される。第２の最大値がこの制限値よりも大き
い場合には、この制限値が予測読み出し値または先取り
値にされる。ホストの現在の要求に関する予測読み出し
値と先取り値を計算している間にホストの次の要求が得
られる場合には、上記の方法を組み込むことにより、読
み出しギャップ充填機能を装置に適用するにあたって処
理待ち時間が増加するのを回避することができる。
【００７０】既に説明したように、ホストの現在の要求
に関する予測読み出し値と先取り値を計算している間に
ホストの次の要求が得られる場合には、ディスク装置の
性能は、ホストの要求に含まれているデータを用いて検
索される先取りデータと予測読み出しデータの量を最適
化することによって、向上させることができる。ホスト
の次の要求が、ホストの現在の要求を処理している間に
ディスク装置にやってこない場合には、最適化プロセス
が必要ないことに注意されたい。
【００７１】図16は、ホストの現在の要求に関する予測
読み出し値と先取り値を計算している間に、ホストの次
の要求が得られる場所で予測読み出し量を決定するため
の方法を説明する図である。
【００７２】図16では、ディスク媒体から現在データを
読み出している読み出しヘッドの位置が、位置“Ａ”で
示されている。仮定されているのは、読み出しヘッドが
位置“Ａ”にある間に、ディスク装置がホストの次の要
求を受け取ること、および、ホストの現在の要求のデー
タ終了位置から、ホストの次の要求に関するデータが位
置するトラックの位置までを探索するサーチ動作が終了
した後、読み出しヘッドが別のトラックの位置“Ｂ”に
移動することである。さらなる仮定は、トラックのイン
デックスが位置“Ｃ”に位置すること、ホストの次の要
求の開始位置が位置“Ｄ”であること、および、ＬＢＡ
がインデックス“Ｃ”から得られることである。このよ
うな状況では、距離Ｂ−Ｄがあらかじめ読み出される場
合には、Ｂ〜Ｃに対するＬＢＡとＣ〜Ｄに対するＬＢＡ
は不連続である。それゆえに、距離Ｃ−Ｄが予測読み出
し量に関する制限値とされる場合には、キャッシュ情報
の一時的な記憶が容易に行える。
【００７３】図17では、読み出しヘッドの現在の位置が
位置“Ａ”で示されている。仮定されているのは、読み
出しヘッドが位置“Ａ”にある間、ディスク装置がホス
トの現在の要求の終わりに次の要求を位置“Ｂ”で受け
取ること、および、次の要求の開始位置が位置“Ｅ”で
あることである。ヘッドは、位置“Ｃ”で示してある位
置に移動することにより正しいトラックに移動し、位置
“Ｅ”で読み出しを開始することができる。位置“Ｆ”
は現在の要求に関する予め定められた先取りデータの最
終位置であるが、もしヘッドが位置“Ｆ”から位置
“Ｅ”に来ることができないのであれば、先取りデータ
Ｄ〜Ｆは読み出す必要がない。別の方法として、もし望
むのであれば、現在の要求に関して可能な最大の先取り
データを得るため、ＢとＤとの間で可能な最大データを
読み出すことができる。
【００７４】図18では、例えば、記憶媒体に現在アクセ
スしているデータの最終位置が“Ａ”であると仮定して
いる。この最終位置Ａからホストの転送要求データの出
発点Ｇまでのシーク動作が最短のルートで行われる場合
には、ヘッドの動きはＡからＣまでと仮定されている。
この状況では、以前に記憶されているキャッシュ・デー
タを考慮することによってＤからＧまでの領域が予測読
み出しデータ（第１の最大予測読み出しデータとされて
いる）として設定されている場合には、ヘッドは、サー
チ動作のための時間があるために位置Ｄから位置Ｃまで
のデータを読み出すことはできず、位置Ｄからデータを
読み出すには約１回転待つ必要がある。すると、予測読
み出し量が隣接するキャッシュ・データへの距離からだ
け計算される場合には、アクセス時間が長くなる。
【００７５】また一方で、上記の待ち時間を回避するた
めに、予測読み出しデータが領域Ｃ〜Ｇに設定されてい
る場合には、もし位置Ｅがトラック上のデータの連続性
の境界であるならば、すなわち、もし位置Ｅが記憶媒体
上のトラックのインデックス領域であるならば、領域Ｃ
〜Ｆと領域Ｆ〜Ｇとはアドレスに関して不連続であり、
領域Ｃ〜Ｈからキャッシュ・バッファにデータを記憶さ
せるにあたってキャッシュ情報を制御することは厄介で
ある。このプロセスを簡単化するために、予測読み出し
データに対する推奨値を領域Ｆ〜Ｇに設定し、クリティ
カルな制限値を領域Ｃ〜Ｇに設定する。すると、たとえ
予測読み出しデータが、隣接するキャッシュ・データが
ないためにホストの次の要求に関する最大値に設定され
ても、あるいは、隣接するキャッシュ・データに基づい
て最大値に設定されても、予測読み出しデータの範囲は
機械的特性によって決定される制限値に基づいて調節さ
れるため、装置の性能が向上する。
【００７６】さらに、予測読み出し量に対する制限値と
して、ＭＰＵ（Micro processor Unit）またはＣＰＵ
は、固定された値、または、それよりも小さな可変の値
を選択することができる。固定された値は、データ転送
動作で使用されるバッファ・サイズを制限するのに用い
られる最大値である。可変の値は、記憶媒体上の種々の
データの位置、および読み出しヘッドの位置に基づいて
計算される。
【００７７】さらに、図19に示すように、ホストのデー
タ要求範囲の最終位置が“Ａ”であると仮定する。ホス
トの現在の読み出し要求を実行する前または実行中に、
ホストの次の要求Ｆ〜Ｇが確認されることを仮定してい
る。さらに、位置Ｆへのシーク動作Ｅが実行可能なクリ
ティカルな位置が、位置Ｄであると仮定している。ホス
トの現在の要求に対する先取りデータ値が領域Ａ〜Ｄよ
りも大きい場合には、ホストの次の要求の領域Ｆ〜Ｇを
読み出すためには約１回回転するのを待つ時間が必要と
される。したがって、領域Ａ〜Ｄは、先取りデータに対
するクリティカルな制限値であると見なすことができ
る。
【００７８】しかしながら、このクリティカルな値が先
取り値として採用される場合には、次の要求に対する予
測読み出しデータが０になってしまう。次の要求が読み
出しコマンドである場合には、先取り値を用いて次の予
測読み出しデータを調節する必要がある。したがって、
最大値、推奨値およびクリティカルな値を考慮すること
によって、予測読み出し値および先取り値が最適な値ま
たは適切な値になるようにすることが好ましい。さら
に、装置の処理特性により異なるが、アクセスの順番を
さらに改良することによって性能を向上させることが可
能である。この場合、先取りを制限するよりも先取りを
続けることが考えられる。
【００７９】ディスク媒体またはテープ媒体等の記憶媒
体５に機械的または電気機械的な制約があって性能特性
も制限される場合には、要求されたデータが既にキャッ
シュ・メモリにあるか否かを判断することによって処理
時間を短くすることができる。先取りデータおよび予測
読み出しデータを調節してディスクの不必要な回転やテ
ープの不必要な動きを回避することによっても性能を向
上させることができる。例えば、図20は、“Ａ”の先取
りの範囲を決定する方法を示している。図20では、時間
Ｔa は、インデックス位置“Ｏ”からの時間とタイミン
グ（Ａ）とを合わせた時間であり、一つの機械的特性
が、記憶媒体上のインデックス位置“Ｏ”を示してい
る。インデックス位置“Ｏ”に関しては、ＬＢＡの連続
性が乱されたり分離されたりする可能性がある。次のデ
ータ要求の開始位置が“Ｄ”である場合には、ＡからＤ
までのシーク時間はＴs である。これは、シーク時間テ
ーブルを探索して得られる時間である。ここで、シーク
時間テーブルは、シーク距離とシーク時間との関係を示
す対応テーブルである。径方向の運動が周方向の運動に
変化するのに要する時間はＴb に等しい。したがって、
“Ａ”からの先取りが継続している場合のクリティカル
な値は、位置Ｃへの時間Ｔc に相当するデータ範囲に対
応している。時間Ｔc は、Ｔd からＴb およびＴa を減
算することによって得られる。先取りがＴc を過ぎても
続けられる場合には、ディスクを１回転させることなく
位置Ｄをシークすることは不可能である。
【００８０】隣接するキャッシュ・データのデータ範囲
がキャッシュ・データ１であることをさらに仮定する。
すると、先取りの範囲はＴc＋Ｔpの範囲になる。しかし
ながら、通常は、１回転するのを待っていると性能が低
下するため、先取りの範囲をＴc だけにする。この状況
では、Ｔp の範囲はギャップのまま残り、そのギャップ
が、断片化されたデータの記憶を回避する効果を低下さ
せる可能性がある。したがって、処理時間を増加させる
こと、または、キャッシュに断片化されたデータを持た
せることのどちらが装置の性能にとってより本質的であ
るかを考慮することが必要であり、先取り量は、どちら
が本質的であるかに基づいて決定される。
【００８１】本発明の多くの利点は今や明らかである。
本発明の制御方法を採用する場合には、データが記憶媒
体から効率的に読み出され、キャッシュ・バッファに記
憶され、より多くのキャッシュ・データをキャッシュ・
バッファに保持することができる。また一方で、キャッ
シュ・データが断片化されることを回避することができ
るので、キャッシュ・ヒット率が向上し、性能も向上す
る。特別なアクセス・パターンでは、キャッシュ・バッ
ファの利用率は数倍にもなるため、キャッシュ・バッフ
ァをより効率的に使用することができ、ディスク装置な
どの装置のアクセス性能を顕著に向上させることが可能
になる。
【００８２】これまでは、特定の装置ならびにその応用
例の関連で本発明の原理を説明してきたが、このような
説明は単なる例示であり、本発明の範囲を制限するもの
ではないことを理解しておく必要がある。
【図面の簡単な説明】
【図１】従来のハードディスク装置におけるデータ検索
法を示す図である。
【図２】従来のハードディスク装置における他のデータ
検索法を示す図である。
【図３】従来のハードディスク装置におけるさらに他の
データ検索法を示す図である。
【図４】本発明に係るハードディスク装置のブロック図
である。
【図５】本発明に係るハードディスク装置からのデータ
検索法を示す（その１）である。
【図６】本発明に係るハードディスク装置からのデータ
検索法を示す図（その２）である。
【図７】種々の条件における本発明に係るハードディス
ク装置からのデータ検索法の詳細を説明するための図
（その１）である。
【図８】種々の条件における本発明に係るハードディス
ク装置からのデータ検索法の詳細を説明するための図
（その２）である。
【図９】種々の条件における本発明に係るハードディス
ク装置からのデータ検索法の詳細を説明するための図
（その３）である。
【図１０】種々の条件における本発明に係るハードディ
スク装置からのデータ検索法の詳細を説明するための図
（その４）である。
【図１１】種々の条件における本発明に係るハードディ
スク装置からのデータ検索法の詳細を説明するための図
（その５）である。
【図１２】種々の条件における本発明に係るハードディ
スク装置からのデータ検索法の詳細を説明するための図
（その６）である。
【図１３】前方の隣接するキャッシュ・データの検索が
終了した後のハードディスク装置からのさらなるデータ
検索法を説明するための図である。
【図１４】本発明に従ってデータ検索を行う手順を説明
するためのフローチャート（その１）である。
【図１５】本発明に従ってデータ検索を行う手順を説明
するためのフローチャート（その２）である。
【図１６】種々の条件の下でデータを検索しているとき
のディスクの状態を簡略化して示す図（その１）であ
る。
【図１７】種々の条件の下でデータを検索しているとき
のディスクの状態を簡略化して示す図（その２）であ
る。
【図１８】種々の条件の下でデータを検索しているとき
のハードディスクの状態の詳細を示す図（その１）であ
る。
【図１９】種々の条件の下でデータを検索しているとき
のハードディスクの状態の詳細を示す図（その２）であ
る。
【図２０】種々の条件の下でデータを検索しているとき
のハードディスクの状態の詳細を示す図（その３）であ
る。
【符号の説明】
１…ホストシステム ２…バッファ ３…制御装置 ４…ＣＰＵ ５…記憶媒体 ６…ＲＡＭ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 アーロン オルブリッチ アメリカ合衆国，カリフォルニア 95037, モーガン ヒル，エイサートン サークル 14525 (72)発明者 ダグラス プリンス アメリカ合衆国，カリフォルニア 92653, ラグーナ ヒルズ，ヒドゥン トレイル ロード 27096 (72)発明者 堀 一行 山形県西村山郡朝日町大谷1227−４ (72)発明者 米山 浩二 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番 １号 富士通株式会社内 (72)発明者 畠山 滋 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番 １号 富士通株式会社内 Ｆターム(参考） 5B005 JJ13 MM11 NN22 5B065 BA01 CH02

Claims (9)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 ホストから読み出しコマンドおよび書き
    込みコマンドを受ける記憶媒体を備えた記憶システム内
    のキャッシュを構成するキャッシュ・バッファを制御す
    る方法であって、 前記ホストからの第１のコマンドに応答して前記キャッ
    シュ・バッファに第１のデータを記憶させるステップ
    と、 第２のデータが全て前記キャッシュ・バッファ内の前記
    第１のデータに含まれている場合には、前記記憶システ
    ムから前記第２のデータを読み出すコマンドである前記
    ホストからの第２のコマンドを、前記キャッシュ・バッ
    ファから前記第２のデータを読み出すことによって実行
    するステップとを有し、 そうでない場合には、 前記第２のデータに予測読み出しデータおよび先取りデ
    ータを付加することによって拡張された要求を決定する
    ステップと、 前記キャッシュ・バッファ内で前記第１のデータと前記
    第２のデータとの間に重複があるか否かを判断するステ
    ップと、 前記記憶媒体内で前記第１のデータと前記第２のデータ
    との間にギャップがあるか否かを判断するステップとを
    有し、 前記ギャップまたは前記重複がある場合には、 前記記憶媒体から一つの連続したデータの流れを読み出
    すことによって前記キャッシュ・バッファに前記の拡張
    された要求を記憶させ、そのときに、前記キャッシュ・
    バッファ内にてギャップなしの状態で当該データが前記
    キャッシュ・バッファに記憶されるよう、前記の拡張さ
    れた要求を前記キャッシュ・バッファに記憶させるステ
    ップと、 前記キャッシュ・バッファから前記第２のデータを読み
    出すことによって前記第２のコマンドを実行するステッ
    プとを有することを特徴とする方法。
  2. 【請求項２】 前記方法において、前記記憶媒体が回転
    し、該記憶媒体が回転するにつれて前記の拡張された要
    求が前記記憶媒体から読み出され、 前記方法が、さらに、前記の拡張された要求を読み出す
    前に必要とされる回転量を減少させるために、前記予測
    読み出しデータの量を調節するステップを有する請求項
    １に記載の方法。
  3. 【請求項３】 ホストから読み出しコマンドおよび書き
    込みコマンドを受ける記憶媒体を備えた記憶システム内
    のキャッシュを構成するキャッシュ・バッファを制御す
    る方法であって、 前記ホストからの第１のコマンドに応答して前記キャッ
    シュ・バッファに第１のデータを記憶させるステップ
    と、 第２のデータの一部が前記キャッシュ・バッファ内の前
    記第１のデータに含まれている場合には、前記記憶シス
    テムから第２のデータを読み出すコマンドである前記ホ
    ストからの第２のコマンドを、前記キャッシュ・バッフ
    ァから前記第２のデータを読み出すことによって実行す
    るステップと、 前記第２のデータ中の残りのデータを第２のデータとし
    て再定義するステップと、 再定義された前記第２のデータを前記記憶媒体から読み
    出すステップとを有することを特徴とする方法。
  4. 【請求項４】 ホストから読み出しコマンドおよび書き
    込みコマンドを受ける記憶媒体を備えた記憶システム内
    のキャッシュを構成するキャッシュ・バッファを制御す
    る方法であって、 前記ホストからの第１のコマンドに応答して前記キャッ
    シュ・バッファに第１のデータを記憶させるステップ
    と、 下記の複数のステップを実行することによって、前記記
    憶媒体から第２のデータを読み出すコマンドである前記
    ホストからの第２のコマンドを実行するステップとを有
    し、 ここで、前記の複数のステップは、 予測読み出しデータおよび先取りデータの予め定められ
    た量を第２のデータに付加することによって拡張された
    要求を決定するステップと、 前記の拡張された要求に第１のデータの一部が含まれて
    いるか否かを判断し、前記第１のデータの一部が含まれ
    ている場合には、前記の拡張された要求に含まれる前記
    第１のデータと前記第２のデータとの間のギャップを識
    別するステップと、 前記の拡張された要求に前記ギャップのみが含まれるよ
    うに、前記の拡張された要求を調節するステップと、 修正された前記の拡張された要求を前記キャッシュ・バ
    ッファに記憶させるステップと、 前記キャッシュ・バッファから前記第２のデータを読み
    出すことによって前記第２のコマンドを実行するステッ
    プとを含むことを特徴とする方法。
  5. 【請求項５】 ホストから読み出しコマンドおよび書き
    込みコマンドを受ける記憶媒体を備えた記憶システム内
    のキャッシュを構成するキャッシュ・バッファを制御す
    る方法であって、 前記ホストからの第１のコマンドに応答して前記キャッ
    シュ・バッファに第１のデータを記憶させるステップ
    と、 前記第１のデータの論理アドレスを用いてキャッシュ情
    報テーブルを作成するステップと、 前記記憶媒体から前記第２のデータを読み出すコマンド
    である前記ホストからの前記第２のコマンドを実行する
    ステップと、 前記キャッシュ情報テーブルを探索して、前記キャッシ
    ュ・バッファに既に記憶されているデータの中から、前
    記ホストからの前記第２のコマンドに含まれるデータを
    識別するステップと、 前記論理アドレスに関し、前記ホストが第１に要求する
    データと、当該データの前方に隣接するキャッシュ・デ
    ータＮとの間に存在するデータの第１のギャップを識別
    するステップと、 前記論理アドレスに関し、前記ホストが第２に要求する
    データと、当該データの後方に隣接するキャッシュ・デ
    ータＭの間に存在するデータの第２のギャップを識別す
    るステップと、 前記第１のギャップの値を予測読み出し量として設定す
    ると共に、前記第２のギャップの値を先取り量として設
    定するステップと、 前記予測読み出し量、前記第２のデータの範囲および前
    記先取り量を、拡張された要求として認定し、前記第１
    のギャップおよび前記第２のギャップの中のデータを前
    記キャッシュ・バッファに読み込むステップと、 前記キャッシュ・バッファから前記第２のデータを読み
    出すことによって前記第２のコマンドを実行するステッ
    プとを有することを特徴とする方法。
  6. 【請求項６】 前記キャッシュ・バッファ内で重複した
    データが存在している場合には、以前に記憶された前記
    の重複したデータが無効にされる請求項５に記載の方
    法。
  7. 【請求項７】 前記方法が、さらに、 データの連続性に関し、前記第２のデータと前記キャッ
    シュ・データとの間のギャップを第１の最大値として認
    定するステップと、 第２の最大値を予め定められた値として認定するステッ
    プと、 前記記憶媒体上で現在処理中のデータが占める位置と前
    記の拡張された要求が占める位置との間の位置関係を測
    定するステップと、 前記の現在処理中のデータが占める位置と前記の拡張さ
    れた要求が占める位置に基づいて、前記記憶媒体上での
    処理動作時間を認定するステップと、 前記第２のデータに関係する予測読み出しデータおよび
    先取りデータに対する制限値を計算するステップと、 前記第１の最大値を、前記予測読み出しデータおよび前
    記先取りデータに対する制限値と比較するステップと、 前記第１の最大値が前記制限値よりも大きい場合には、
    該制限値を予測読み出し値または先取り値として採用す
    るステップと、 前記第２の最大値を前記制限値と比較し、前記第２の最
    大値が前記制限値よりも大きい場合には、該制限値を予
    測読み出し値または先取り値として採用するステップと
    を有し、 前記ホストからの第２の要求が、前記ホストからの現在
    の要求に関する予測読み出し値および先取り値を計算し
    ている間に与えられた場合には、前記ギャップを埋める
    ための処理待ち時間が増加しないようになっている請求
    項５に記載の方法。
  8. 【請求項８】 情報を記憶する不揮発性メモリと、ホス
    トユニットが処理を行うために前記不揮発性メモリから
    読み出された情報を記憶すると共に、前記不揮発性メモ
    リに書き込むべき情報を記憶する揮発性のランダム・ア
    クセス・キャッシュ・メモリとを備え、前記不揮発性メ
    モリは、一列になっている複数のブロック領域（ＬＢ
    Ａ’ｓ）として情報を記憶しており、前記複数のブロッ
    ク領域は、その一部または全部が情報ブロックで埋まっ
    ているハードディスク装置用のキャッシュ・アルゴリズ
    ムを含むような、ハードディスク装置のキャッシュを制
    御する装置であって、 ディスクにまだ書き込まれていない書き込みデータがバ
    ッファ内に存在する場合、前記複数のブロック領域の一
    部または全部を包含する第２の書き込みコマンドを受け
    たときのみ、該バッファにおいて前記書き込みデータを
    古い前記複数のブロック領域に上書きする手段と、 ギャップ内のどこかにある読み出しコマンドを受けたと
    きに、要求されたデータの前に読み出されたデータと、
    前記の要求されたデータの後に読み出されたデータとを
    用いてギャップを埋めることにより、前記複数のブロッ
    ク領域のスペース内のギャップを埋める手段と、 前記ディスクからの読み出し頻度を増加させるために、
    前記ディスクへの書き込み頻度を減少させる手段とを備
    えることを特徴とする装置。
  9. 【請求項９】 ホストから読み出しコマンドおよび書き
    込みコマンドを受ける回転式の記憶媒体を備えた記憶シ
    ステム内のキャッシュを構成するキャッシュ・バッファ
    を制御する方法であって、 予測読み出しデータおよび先取りデータを第１のデータ
    に付加することによって、前記記憶システムから前記第
    １のデータを読み出すという前記ホストからのコマンド
    を実行するステップを含み、そのときに、前記予測読み
    出しデータは、該予測読み出しデータ、前記第１のデー
    タおよび前記先取りデータを読み出す前に必要とされる
    回転量が減少するように決定されることを特徴とする方
    法。
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