JP2003518313A - ディスク駆動機構のバッファとの間のデータの転送を管理するバッファ管理システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 ディスク駆動機構においてバッファとの間のデータの転送を管理する方法及びシステムを開示する。ベクタードバッファ管理（ＶＢＭ）システムの動作はソフトウェアベースの制御モジュールによって監督される。制御モジュールは、バッファテーブルをバッファセクタに分割することによってバッファテーブルを生成し維持する。バッファセクタは更に、バッファテーブルが分割されるバッファセグメントまたは円形状にリンクされたリストに配置される。制御モジュールは、アプリケーション・モジュールをバッファテーブル間に実施することによって転送を果たす。一旦アプリケーション・モジュールを制御モジュールによって索引セクタに任意に位置決めすると、アプリケーション・モジュールが索引セクタによって識別された特別のバッファセグメントをウォーク・スルーするときに、データ転送が達成される。バッファセグメント間のアプリケーション・モジュールの特定の制御は、ホスト及びディスク次ポインタにそれぞれ結合しているものであるが、ホスト及びディスクアドレス・ポインタを介して監督される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】 （発明の分野） 本出願は、一般に、ディスク駆動機構キャッシュング技術に関し、特に、ホス
トコンピュータとディスク駆動機構のディスクとの間のデータの転送を制御する
バッファ管理システムに関する。

【０００２】 （発明の背景） ディスク駆動機構において、データは、磁化可能媒体でコートされた１つ以上
のディスクに記憶される。データは、ディスクに対するヘッドの移動のための半
径方向アクチュエータに取り付けられた（代表的には読出し／書込みヘッドと称
される）変換器のアレイによって、ディスクに書き込まれる。データが読出し／
書込みヘッドによってディスクから読み出される時間までに、情報はディスク上
の複数の同心円状のトラックに記憶される。同心円状のトラックの各々は、一般
に、複数の個別のアドレス指定可能なデータセクタに分割される。ヘッドは、所
望のトラックと（多くの構成要素の中でもとりわけホストコンピュータを含んで
いる）外部環境との間でデータを転送するのに使用される。読出し動作の間、ヘ
ッドは、ディスクトラックに予め書き込まれたデータを検出するとともに、情報
を外部環境に転送する。書込み動作の間、データはディスクトラックに書き込ま
れる。一旦データがディスクに書き込まれると、各セクタは、単一の書込み動作
の間にディスクに書き込むことができる絶対的最小量であるデータのブロックを
保持する。一般にチャンク（ｃｈｕｎｋ）と称される隣接ブロックまたはクラス
タは、一般に、コマンドと称される単一の書込み動作の間にディスクに書き込ま
れる。これらの動作（読出し及び書込み）の双方に重大なことは、所望のトラッ
クの中心の上方のヘッドに関する正確な位置決めである。

【０００３】 一般に、ヘッドはアクチュエータ音声コイルモータによってディスク面に対し
て位置決めされる。音声コイルモータは、ピボット・シャフト回りにアクチュエ
ータ本体を回動させるものであり、こうしてディスク面を横切ってヘッドを移動
させる。こうして、アクチュエータは、ディスクの内径及び外径の間で正確に前
後してヘッドを移動させることができるようになっている。アクチュエータ・ア
ームは、このアクチュエータ・アームの後端の音声コイルモータに送られる制御
信号によって駆動される。サーボ制御システムは、ディスク駆動機構のディスク
面から読み出されたサーボ信号を用いてアクチュエータの位置を検出するととも
にディスク上方のヘッドの移動を制御するのに使用される。サーボ制御システム
は、ディスクに記憶されたサーボ情報に依存している。この情報からの各信号は
、一般に、ディスクに対するヘッドの現在位置（即ち、現在のトラック位置）を
示している。サーボ制御システムは、検出された情報を用いて、ヘッド位置を維
持するか、所望のトラック上方に中心を置く新しい位置にヘッドを最適に移動さ
せる方法を決定する。次いで、サーボ制御システムは、制御信号を音声制御モー
タに引き渡して、所望の新しいトラック上方にヘッドを位置決めするか、所望の
現在のトラックの上方の位置を維持する。

【０００４】 ホストコンピュータとディスクとの間のファイルの転送は、２レベル転送方式
によって特徴付けられる多レベル設定において制御される。肉眼レベルでは、ト
ラックセクタは、ファイルが分割されたデータセクタを含むように選択される。
詳述すると、顕微鏡感覚では、トラックに沿った各セルが磁化されて、引き続く
読出しのためにファイルのビット構造に対応するようになっている。ディスク駆
動機構は、一般に、この２レベル転送方式を実施するためにバッファを含んでい
る。バッファを設ける目的は、ホストコンピュータとディスクとの間のデータの
転送の間にデータのセクタを受け付けることと、次いで、データを適正な構成要
素（即ち、ホストコンピュータまたはディスク）に転送することである。

【０００５】 一般に、システム・マイクロプロセッサは、データが読み出されたり書き込ま
れたりされるべきトラック上にセクタを位置決めするように設計されたプログラ
ミングを含んでいる。マイクロプロセッサはまた、セクタでの（即ち、肉眼レベ
ル（マクロレベル））でのファイルの転送を制御するようにプログラムされてい
る。バッファとの間のデータの転送は１文字１文字式に達成される。１文字づつ
の環境において転送を達成する従来の方法は、バッファ制御装置、ホストインタ
ーフェース制御装置及びディスクインターフェース制御装置のような状態マシー
ンの使用を介してのものである。

【０００６】 米国特許第５，２７６，６６２号に述べられているように、ホストとディスク
との間のファイルの転送は、システム・マイクロプロセッサの全体制御及び状態
マシーン制御装置のより正確な制御の下に実行される。例えば、ファイルをディ
スクに書き込むべき場合には、ホストコンピュータは、ファイルが書き込まれる
べきトラック上の各セクタをマイクロプロセッサが定義できるようにする一般化
された情報でシステム・プロセッサを促す。次いで、マイクロプロセッサは、セ
クタレベルでの転送に帰着する各動作を実施することによって、転送を開始する
。この種の動作は、ファイルを受信すべき選択されたトラックの上方にヘッドを
位置決めするようにサーボ制御システムに指示することと、転送で使用されるべ
きバッファのセグメントを識別することとを含んでいる。マイクロプロセッサは
、ホストインターフェース制御装置に指令して、バッファセグメントへのデータ
の転送を開始させる。従来、バッファ制御装置及びホストコンピュータと連動し
て作動するホストインターフェース制御装置は、バッファセグメントのセクタブ
ロックへのファイルの文字の転送においてバッファに対する正確な制御をもたら
す。ディスクインターフェース制御装置は、ファイルを受信すべきトラックの上
方に一旦読出し／書込みヘッドを位置決めすると、システム・マイクロプロセッ
サによって出された各指令に従ってバッファセグメントからディスク上の適切な
セクタへのデータのブロックの転送を制御する。次いで、読出し／書込みヘッド
に接続された読出し／書込み回路がデータトラックに沿ったセルを磁化する。

【０００７】 従来、カウンタ及び割込みは、バッファと連動して、バッファへのデータの転
送を「監視する」のに使用されている。ホスト及びディスクインターフェース制
御装置内に一般に位置しているカウンタは、ホストとバッファとの間及びディス
クとバッファとの間の双方に生じる転送の数をカウントする。この計算に基づい
て、割込み発生器は、バッファへの選択された数の転送が生じた直後にマイクロ
プロセッサに割込みを供給する。カウンタ及び割込みの使用は、転送が生じるべ
き場合にバッファがいっぱいであるか否かについて調べることである。

【０００８】 ディスク駆動機構の最も重要な欠点は、読出しまたは書込み動作が開始される
時間とそれが機械的に完了すべき時間との間の比較的長い遅延である。この遅延
は、シーク・レイテンシーと、読出し／書込みヘッドが所望のトラックに移動す
る時間と、回転レイテンシーと、所望のトラックセクタが読出し／書込みヘッド
の下方になるまでにディスクが回転する時間と、データブロックがディスク面に
対して読み出されたり書き込まれたりする時間に対応する付加的遅延とを含んで
いる。上述の遅延に起因して、ディスク駆動機構が動作する速度は、一般に、コ
ンピュータシステムの他の構成要素の動作速度よりも遅い。事実はそうであるの
で、バッファに書き込みたいと思っているデータを転送し、次いで駆動機構がデ
ータを媒体に記憶させる（機械的）タスクを実行するのに最適な後の時間に駆動
機構がそのデータをディスクに引き渡すことができるようにすることは、全シス
テム性能にとってまたホストシステムにとって有益である。通常、書込みキャッ
シュングと呼ばれるこの概念はデータ記憶装置に共通している。

【０００９】 殆どの任意のソフトウェア・アプリケーションと関連するディスクアクセスの
数を低減する周知の装置は、単一の共通キャッシュメモリの使用を含んでいる。
一般には揮発性ランダム・アクセス・メモリ（ＶＲＡＭ）装置であるキャッシュ
メモリは、ディスクから読み出されるデータのブロックを記憶するか、ディスク
に書き込まれるべきブロックを記憶する。一旦システムがディスク読出し動作を
発すると、キャッシュは先ず、要求されたデータブロックが既に有効であるか否
かをチェックし、それにより代表的な物理的ディスク読出しを回避する。データ
ブロックが有効でなければ、システムは、読出し／書込みヘッドに指令して、デ
ータがキャッシュに転送されるディスク読出しを実行する。

【００１０】 米国特許第５，７６５，１９３号に述べられているように、例えば、ディスク
からのデータの要求がデータファイルのような関連データについて特有のもので
あることは普通である。データファイルは、トラックの隣接セクタでディスク上
に書き込まれたり記憶されたりすることとなる。したがって、参照の原理は、「
データが１つの場所に記憶されるか記憶されるべき場合には、物理的に隣接する
場所に記憶されるか記憶されるべきデータは同時にまたはしばらく経ってから互
いにアクセスされることとなることは極めてもっともらしい」と例示するコンピ
ュータ・プログラマの間では一般に知られている。この原理を実現するために、
ディスクに書き込まれるべきデータは、一般に、ディスクへの記録に先立って書
込みキャッシュに転送される。この手順は２つの点で有益である。先ず、この手
順は、ホストに対して、ディスク上の実際の読出し動作を実行する必要なく迅速
にデータをアクセスできるようにする。書込みキャッシュから直接に読み出すた
めに、システムは、データブロックがディスクの代わりにキャッシュに保持され
ているトラックを維持しなければならない。第２に、この手順は、コンピュータ
の他の構成要素に追いつく時間を読出し／書込みヘッドに与える。

【００１１】 一旦キャッシュがいっぱいになると、システム・マイクロプロセッサは、書込
み動作を開始して、キャッシュ中のデータブロックをディスク駆動機構に転送す
る。米国特許第５，７６５，１９３号に更に述べられているように、書込みキャ
ッシュからディスクへのデータの「規則的な」転送を管理する幾つかの方法があ
る。書込みキャッシュを管理する１つの公知の技術は、隣接データブロックに対
する書込みキャッシュをサーチする命令でディスク書込み動作を補うことである
。少なくとも２つの隣接データブロックの存在によって、システムがディスク書
込み動作に従ってすっかり転送するクラスタが定義される。ディスクアクセスの
数を減少することによって、この技術は時間のかかるシーク動作の全体数を減少
する。第２の既知の技術は、その使用順序でデータブロックのリストを備えた「
ＬＲＵ（ｌｅａｓｔ ｒｅｃｅｎｔｌｙ ｕｓｅｄ）」キューを維持することを
含んでいる。この技術は、仮想ブロック番号（即ち、ディスク上の意図された記
憶場所に関してデータブロックに割り当てられた番号）を使用して、システムに
よる最近の使用の順序に関してデータブロックをランク付けする。最近使用され
たデータブロックはその前に使用されたデータブロックに先立って再度使用され
ることがよりもっともらしいという理論に基づいて、システムは、中央処理装置
による迅速なアクセスに対して書込みキャッシュに前者を保持しながら、後者を
ディスクに転送する。第３の（即ち、より旧式の）技術は、先入れ先出しベース
でキャッシュからブロックを単に除去することである。

【００１２】 バッファからディスクへのデータの転送に関する３つの技術はすべて、データ
ファイルの記憶及び検索を実施する効果的な手段を提供するが、限定されたデー
タ空間のバッファからディスクへのデータ転送と関連して問題が生じてきた。特
に、バッファからのデータが先入れ先出し式にディスクに転送されなければ、デ
ータが転送されたバッファセクタは、空にされたセクタから順番がより低いバッ
ファセクタが実際に空にされるまで、再使用されえない。例えば、１００−セク
タバッファでは、４５〜５０のセクタがディスクに書き込まれれば、その特別の
バッファ空間は、バッファセクタ１〜４４が空にされるまでホストによって再使
用されえない。制限された量のバッファデータ空間のディスク駆動機構を取り扱
う場合、この「シーケンシャル」バッファアクセス方法は、書込みキャッシュン
グに関してホストコンピュータに対して重要な不利益である。

【００１３】 （発明の概要） この欠点に対して、本発明が開発された。本発明は、バッファデータ空間をよ
り効果的に使用できるようにバッファセクタを再構成する手段である。特に、以
後「ＶＢＭ」と呼ばれる本発明によるベクトル化バッファ管理システムは、バッ
ファとの間のデータの転送を任意にまたはランダムに行うことができるようにバ
ッファ空間を再構成する手段を提供する。本質的に、ＶＢＭによって、データを
バッファセクタに対して非逐次的に（非シーケンシャルに）書き込むことができ
るようになる。ＶＢＭは、３つの構成要素（即ち、アルゴリズム的構成要素とハ
ードウェア構成要素とソフトウェア構成要素）を含んでいる。

【００１４】 アルゴリズム的構成要素は、セクタの論理的に編成され単にリンクされたリス
トとしてデータバッファの（ＶＢＭテーブルと称される）モデルを定義する。Ｖ
ＢＭテーブルにおける各エントリはバッファの単一のセクタを表わす。バッファ
の各セクタは、セクタを表す論理ブロックアドレス（ＬＢＡ）を有するデータブ
ロックをディスク駆動機構のディスク上に記憶する。ハードウェア構成要素が現
在位置決めされているバッファセクタは、索引セクタと称される。各索引セクタ
の値は「次」セクタである。物理的バッファセクタ番号は、現在の索引セクタと
の間のデータの転送の終結後直ちに参照することによってハードウェア構成要素
の「次」セクタを示している。

【００１５】 ハードウェア構成要素は、バッファとの間のデータの物理的転送に責任がある
。ディスク書込み動作の間、ハードウェア構成要素は、データ転送の管理に対す
るベースとして「ＶＢＭ」テーブルを使用する。このことは、データをバッファ
に引き渡すことに責任があるホスト・アドレスポインタ（ＨＡＰ）と、バッファ
からディスクにデータを転送することに責任があるディスク・アドレスポインタ
（ＤＡＰ）とを設定することによって、達成される。これらのポインタの初期値
はソフトウェア構成要素によって任意に選択される。ＨＡＰ及びＤＡＰの双方は
ホスト次ポインタ（ＨＮＰ）及びディスク次ポインタ（ＤＮＰ）にそれぞれ結合
している。次ポインタの機能は、アドレスポインタを次セクタに向けるために索
引セクタから次セクタ値を読み出すことである。ハードウェアはまた、ＣＰＵが
別のタスクを実行中である場合にも、機能が依然として多数のテーブルエントリ
をトラバースできるように、バッファ割当てを管理しているタスクとは独立して
自動化トラバース機能を提供する。

【００１６】 ソフトウェア構成要素は、バッファセクタの最大可能数が任意の所定の時間に
新しいホスト書込み指令に対して有効であることを保証することによって、また
、ホストからの要求を終了するのに必要なディスク動作の数を最小化することに
よって、書込みキャッシュングの利点を最大化する。詳述すると、ソフトウェア
は、ハードウェアによって使用されてデータバッファとの間のデータ転送を指示
するＶＢＭテーブルを生成し維持する機構を提供する。ソフトウェア構成要素は
ハードウェア構成要素の制御を監督する責任が更にある。フリーバッファ・セク
タのリストを生成することによって、ソフトウェア構成要素はまた、フリー空間
からのキャッシュされたデータを分離し、有益なときにバッファテーブルのバッ
ファセグメントを単一のディスク動作に併合し、冗長性データを保持する任意の
バッファセクタを再使用し、かつ、任意の順序でバッファセクタをフリーリスト
に戻すＶＢＭの能力を準備する。

【００１７】 これら及び種々の他の特徴と同様に本発明を特徴付ける諸利益は、以下の詳細
な説明を読み関連する図面を吟味することから明瞭となろう。

【００１８】 （詳細な説明） 本発明の好ましい実施例に従って構成されたディスク駆動機構１００を図１に
示してある。ディスク駆動機構１００は、ディスク駆動機構１００の種々の構成
要素が取り付けられているベース１０２を含んでいる。部分的に切り欠けて示す
上面カバー１０４は、ベース１０２と協動して、従来の方法でディスク駆動機構
１００に対する内部の封止された環境を形成する。これらの構成要素は、一定の
高速度で１つ以上のディスク１０８を回転させるスピンドルモータ１０６を含ん
でいる。情報は、ディスク１０８に隣接して位置決めされた軸受シャフトアセン
ブリ１１２の回りに回転するアクチュエータ・アセンブリ１１０の使用を介して
ディスク１０８上のトラック１６０（図３）に読み書きされる。アクチュエータ
・アセンブリ１１０は、アクチュエータ・アーム１１４の各々から伸張する１つ
以上のフレキシャー１１６付きの、ディスク１０８に向かって伸びている複数の
アクチュエータ・アーム１１４を含んでいる。ヘッドが関連ディスク１０８の対
応する面の上方を極めて近接してフライできるようにする空気軸受スライダを含
むヘッド１１８が、フレキシャー１１６の各々の末端部に取り付けられている。

【００１９】 スピンドルモータ１０６は、一般に、ディスク駆動機構１００が拡張された期
間使用されないときに、消勢される。ヘッド１１８は、駆動モータが消勢される
と、ディスク１０８の内径に近い停止ゾーンの上方に移動する。ヘッド１１８は
、これらのヘッド１１８が停止すると、アクチュエータ・アセンブリ１１０の意
図しない回転を防ぐアクチュエータ・ラッチ構成の使用を介して停止ゾーン１２
０の上方に確保される。

【００２０】 ヘッド１１８の半径方向の位置は、アクチュエータ・アセンブリ１１０に取り
付けたコイル１２６とこのコイル１２６が晒される磁界を確立する１つ以上の永
久磁石１２８とを一般に備える音声コイルモータ（ＶＣＭ）１２４の使用を介し
て制御される。コイル１２６への電流の制御された供給は永久磁石１２８とコイ
ル１２６との間の磁気的相互作用を引き起し、その結果、コイル１２６は周知の
ローレンツ関係に従って移動する。コイル１２６が移動すると、アクチュエータ
・アセンブリ１１０は軸受シャフト・アセンブリ１１２の回りを回動し、ヘッド
１１８はディスク１０８の面を横切って移動させられる。

【００２１】 動作の間にアクチュエータ・アセンブリ１１０の回動移動を可能にさせながら
、フレックス・アセンブリ１３０はアクチュエータ・アセンブリ１１０に対して
必須の電気的接続経路を提供する。フレックス・アセンブリは、ヘッドワイヤ（
不図示）が接続されたプリント回路基板１３２を含み、ヘッドワイヤはアクチュ
エータ・アーム１１４及びフレキシャー１１６に沿ってヘッド１１８に経路指定
されている。プリント回路基板１３２は、一般に、書込み動作の間にヘッド１１
８に印加される書込み電流を制御するとともに読出し動作の間にヘッド１１８に
よって発生される読出し信号を増幅する回路群を含んでいる。フレックス・アセ
ンブリは、ベース・デッキ１０２を介したディスク駆動機構１００の底部側に取
り付けられたディスク駆動機構プリント回路基板（不図示）への通信のためのフ
レックス・ブラケット１３４で終端している。

【００２２】 ここで図２を参照すると、ディスク駆動機構プリント回路基板上にあるととも
にディスク駆動機構１００の動作を制御するのに使用される主要な機能回路を一
般的に示している図１のディスク駆動機構１００の機能ブロック図を示してある
。ディスク駆動機構１００は、ディスク駆動機構１００が従来通りに取り付けら
れたホストコンピュータ１４０に機能的に接続されるように図２では示されてい
る。制御通信経路は、ホストコンピュータ１４０とディスク駆動機構マイクロプ
ロセッサ１４２との間に設けられており、マイクロプロセッサ１４２は、一般に
、マイクロプロセッサ・メモリ（ＭＥＭ）に記憶されたマイクロプロセッサ１４
２用のプログラミングと連動して、トップレベル通信及びディスク駆動機構１０
０の制御を提供する。ＭＥＭ１４３は、ランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）
と、リード・オンリー・メモリ（ＲＯＭ）と、マイクロプロセッサ１４２用の常
駐メモリの他のソースとを含むことができる。ディスク１０８はスピンドル制御
回路１４８によって一定の高速度で回転させられる。ヘッド１１８の半径方向の
位置は、アクチュエータ・アセンブリ１１０のコイルに電流を流すことによって
制御される。サーボ制御回路１５０はこの種の制御を提供する。

【００２３】 データは、ホストコンピュータ１４０とディスク駆動機構１００との間の高速
データ転送を容易にするためにバッファ１４５を含むディスク駆動機構インター
フェース１４４によって、ホストコンピュータ１４０とディスク駆動機構１００
との間で転送される。こうして、ディスク駆動機構１００に書き込まれるべきデ
ータは、ホストコンピュータ１４０からバッファ１４５にパスされ、次いで、デ
ータを符号化してシリアル化するとともにヘッド１１８に対して必須の書込み電
流を提供する読出し／書込みチャネル１４６にパスされる。ディスク駆動機構１
００によって予め記憶されたデータを検索するために、読出し信号が、ヘッド１
１８によって発生されるとともに、読出し／書込みチャネル１４６に与えられる
。インターフェース１４４は、読出し信号復号化動作とエラー検出動作とエラー
訂正動作とを実行する。次いで、インターフェース１４４は、検索されたデータ
をバッファ１４５に出力して、ホストコンピュータ１４０に後続の転送を行うよ
うにする。ディスク駆動機構１００のこの種の動作は、この分野では周知であり
、例えば、シェーバーらに１９９４年１月４日付で発行された米国特許第５，２
７６，６６２号に説明されている。

【００２４】 ここで図３を参照すると、ディスク１０８の面上の主要構成要素を一般的に示
すディスク１０８の平面図を示している。ディスク１０８は円周方向には複数の
同心円状トラック１６０に分割されている。ディスク１０８当りのトラック１６
０の数は、各特別に製造されたディスク１０８により異なる。各トラック１６０
の回りの１回の回転（ＩＮＤＥＸ）１６２は、一般に、ディスク１０８の半径を
拡げるマークによって示される

【００２５】 ディスク１０８は半径方向には複数のサーボセグメント１６４に分割されてい
る。サーボセグメント１６４は、ディスク１０８の中心１６６で始まり、ディス
ク１０８の外縁１６８で終端する。ディスク１０８当りのトラック１６０の数と
同様に、ディスク１０８当りのサーボセグメントの数は各特別に製造されたディ
スク１０８により異なる。各トラック１６０は、サーボセグメント１６４間にデ
ータセクタを有する離隔されたサーボセグメント１６４から構成される。

【００２６】 一般的意味合いで、図１２は、動作３９９から動作４１７において、本発明に
よるバッファ１４５用のバッファ管理システムの全体動作４００の好ましい実施
例を図示している。動作４０２では、バッファテーブル２０６（図４）は、複数
の等しい大きさのバッファセクタ２０８（図４）に分割されたバッファ１４５を
表すことによって維持される。動作４０４では、バッファセクタ２０６は、バッ
ファセグメント２１０（図４）と称される円形状にリンクされたリストに配置さ
れる。動作４０６では、特別のバッファセグメント２１０は、データファイルを
記憶するために制御モジュール２０２によって任意に選択される。動作４０８で
は、ファイルとしてホスト１４０（図４）からバッファ１４５に実際に転送され
るデータが、バッファセグメント２１０に転送されるものとして表される。動作
４１０では、データファイルは、不確定の期間バッファ１４５に記憶される。デ
ータファイルは、動作４１２でデータがバッファ１４５から除去されディスク１
０８に再配置されてホスト１４０からディスク１０８への転送を果たすまで、バ
ッファセグメントに記憶されるものとして表される。動作４１４では、「ルック
−アップ」（即ち、転送または除去）が早まって監督されたか否かについて決定
を行う。そうでなければ、プロセスは終了する。しかしながら、ルック−アップ
が早まっていた場合には、ルック−アップが転送であったならば、動作４１６は
動作４０８で転送を再び開始する。ルック−アップが除去または置換であったな
らば、動作４１６は動作４１２で除去を再始動する。

【００２７】 ここで図４を参照すると、バッファ１４５との間のデータの転送を管理するバ
ッファ管理システム２００の機能的ブロック図を示してある。バッファ管理シス
テム２００は、３つの主要な構成要素（即ち、制御モジュール２０２とアプリケ
ーション・モジュール２０４とバッファテーブル２０６）の実施を介してホスト
コンピュータ１４０とディスク１０８との間のデータの転送を管理する。バッフ
ァテーブル２０６は、各々が５１２バイトを記憶する容量を有するｎ個の等しい
バッファセクタ２０８に分割される。各バッファセクタ２０８は更に、円形状に
リンクされたリスト（即ち、バッファセグメント２１０）に組み込まれる。バッ
ファテーブル２０６は、ｎ個のバッファセグメント２１０に分割することができ
るか、ｎ個のバッファセクタ２０８を有する唯一のバッファセグメント２１０か
らなることができる。以下の表１は、ｎ＝９のバッファセクタ２０８と２つの円
形状にリンクされたバッファセグメント２１０とを含むバッファテーブル２０６
を示している。

【表１】

【００２８】 簡略化のために、表１は、表２及び表３に示すように、２つの独立したバッフ
ァセグメント２１０に分類することができる。

【表２】

【表３】

【００２９】 バッファテーブル２０６に関して、各バッファセクタ２０８は、バッファ管理
システム２００の動作に重要な２つの命令（即ち、オフセット値２１４（「オフ
セット」）と次セクタ命令値２１２（「次セクタ命令」））を含んでいる。双方
の命令は、全体として、オフセット２１４及び次セクタ命令２１２がバッファセ
グメント２１０の円形状の外観を定義するという点で、バッファ管理システム２
００の動作に対して決定的である。例えば、表３に戻って説明すると、左側の列
の各値はオフセット値２１４と称され、右側の列の各値は次セクタ命令値２１２
と称される。アプリケーション・モジュール２０４が現在のバッファセクタ２０
８である「４」に位置決めされているとき、アプリケーション・モジュール２０
４は、次セクタ命令２１２を読み出して次バッファセクタ２０８である「７」に
移動する。一旦現バッファセクタ２０８である「７」に位置決めされると、アプ
リケーション・モジュール２０４は、次セクタ命令２１２を読み出し次バッファ
セクタ２０８である「５」に移動する。この手順は、アプリケーション・モジュ
ール２０４がオフセット２１４値である「４」を有するバッファセクタ２０８に
戻って位置決めされて円形状にリンクされたセグメント２１０を囲むまで、繰り
返される。好ましい実施例によれば、バッファテーブル２０６の維持とバッファ
テーブル２０６上のアプリケーション・モジュール２０４の動作とはともに制御
モジュール２０２によって監督される。アプリケーション・モジュール２０４及
び制御モジュール２０２のより詳細は以下において説明する。

【００３０】 ここで図５を参照すると、図４のシステム２００のより特定の機能ブロック図
を示してある。特に、アプリケーション・モジュール２０４の構成要素の機能ブ
ロックを図示してある。アプリケーション・モジュール２０４はバッファ管理シ
ステム２００のハードウェア構成要素である。アプリケーション・モジュール２
０４は、２つの主要なサブモジュール（即ち、ホスト次ポインタ（ＨＮＰ）２２
２に結合されたホスト・アドレスポインタ（ＨＡＰ）２２０と、ディスク次ポイ
ンタ（ＤＮＰ）２２６に結合されたディスク・アドレスポインタ（ＤＡＰ）２２
４）に分割される。アプリケーション・モジュール２０４は、１セグメント１セ
グメント式にバッファテーブル２０６をウォーク・スルーする。ホスト次ポイン
タ２２２及びディスク次ポインタ２２６は、ホスト・アドレスポインタ２２０及
びディスク・アドレスポインタ２２４の次バッファセクタ２０８位置に関する位
置決めをそれぞれ効果的に制御する。上述したように、アプリケーション・モジ
ュール２０４の動作は制御モジュール２０２を介して制御される。

【００３１】 ホスト・アドレスポインタ２２０はデータブロックをバッファ１４５に引き渡
すのに責任がある。好ましい実施例では、バッファ１４５へのデータの引渡しは
バッファテーブル２０６を参照することによって達成される。その動作では、ホ
スト次ポインタ２２２は、ホスト・アドレスポインタ２２０が動作中である特別
のバッファセグメント２１０の「次」セクタ２０８の値をホスト・アドレスポイ
ンタ２２０に通信する。ホスト次ポインタ２２２は、次セクタ命令２１２からバ
ッファセグメント中の「次」セクタ２０８のオフセット値２１４を受信する。ホ
スト・アドレスポインタ２２０は、ホスト次ポインタ２２２によって読み出され
た次セクタ命令２１２に応答して特別のバッファセグメント２１０をウォーク・
スルーする。ホスト・アドレスポインタ２２０がデータを現バッファセクタ２０
８に引き渡した後、ホスト・アドレスポインタ２２０は、ホスト次ポインタ２２
２によって伝達されるように次バッファセクタ２０８に直ちにジャンプする。結
局、最後のバッファセクタ２０８の次セクタ命令値２１２は、バッファセグメン
ト２１０のホスト・アドレスポインタ２２０によって参照される初期のバッファ
セクタ２０８のオフセット値２１４と等しくなるであろう。このことは、円形セ
グメントがラップする点である。ホスト・アドレスポインタ２２０は、現在の指
令に対する全てのデータが転送されるまで、必要に応じてラップするセグメント
２１０をウォーク・スルーし続ける。

【００３２】 データがデータバッファ１４５からディスク１０８に転送されるべきときには
、アプリケーション・モジュール２０４は、一般に、データがディスク１０８か
らバッファ１４５に転送されるときと同様の方法で動作する。ディスク・アドレ
スポインタ２２４はバッファ１４５からディスク１０８にデータを引き渡すのに
責任がある。好ましい実施例では、ディスク１０８へのデータの引渡しはバッフ
ァテーブル２０６を参照することによって達成される。その動作では、ディスク
次ポインタ２２６は、ディスク・アドレスポインタ２２４が動作中の特別のバッ
ファセグメント２１０の「次」バッファセクタ２０８の位置をディスク・アドレ
スポインタ２２４に通信する。ディスク次ポインタ２２６は、次セクタ命令２１
２からバッファセグメント中の「次」バッファセクタ２０８のオフセット値２１
４を受信する。ディスク・アドレスポインタ２２４は、ディスク次ポインタ２２
６によって読み出された次セクタ命令２１２に応答して特別のバッファセグメン
ト２１０をウォーク・スルーする。ディスク・アドレスポインタ２２４がバッフ
ァセクタ２０８からディスク１０８にデータを引き渡した後、ディスク・アドレ
スポインタ２２４は、ディスク次ポインタ２２６によって指令される通りに次バ
ッファセクタ２０８に直ちにジャンプする。結局、最後のバッファセクタ２０８
の次セクタ命令値２１２は、バッファセグメント２１０のディスク・アドレスポ
インタ２２４によって参照される初期のバッファセクタ２０８のオフセット値２
１４と等しくなるであろう。このことは、円形セグメントがラップする点である
。ディスク・アドレスポインタ２２４は、現在の指令に対する全てのデータが転
送されるまで、必要に応じてラップするセグメント２１０をウォーク・スルーし
続ける。

【００３３】 ディスク・アドレスポインタ２２４の動作に関して、データは１セクタ１セク
タ式にバッファ１４５から転送される。一旦データが特別のバッファセクタ２０
８から抽出されると、このデータは、ファイルが位置されるべき特別のサーボセ
グメント１６４及びトラック１６０に従ってディスク１０８に転送される。

【００３４】 ここで図６を参照すると、バッファ１４５上で動作するアプリケーション・モ
ジュール２０４の概略表現を示してある。ディスク現アドレスカウンタ２４４及
びディスク現ページレジスタ２４６はディスク・アドレスポインタ２２４を形成
する。同様に、ホスト現アドレスカウンタ２５２及びホスト現ページレジスタ２
５０はホスト・アドレスポインタ２２０を形成する。ディスク次ページレジスタ
２４０及びホスト次ページレジスタ２４２はディスク次ポインタ２２６及びホス
ト次ポインタ２２２としてそれぞれ機能する。リマップベース・アドレスレジス
タ２４８はバッファ１４５のＶＢＭテーブル２０６のベースでディスクリマップ
アドレス２４７及びホストリマップアドレス２４９を設定する。したがって、好
ましい実施例では、リマップベース・アドレスレジスタ２４８の出力は、肯定応
答制御線（２４１または２４３）がイネーブルされていることに応じて、バッフ
ァ１４５をアドレス指定するためにディスクリマップアドレス２４７またはホス
トリマップアドレス２４９を使用する。ディスクインターフェース制御装置がデ
ータをバッファ１４５から読み出すことを要求すれば、ディスクリマップ肯定応
答線２４１はイネーブルされ、また、ディスクリマップアドレス２４７はバッフ
ァ１４５をアクセスするのに使用される。ホストインターフェース制御装置がデ
ータをバッファ１４５に書き込むことを要求すれば、ホストリマップ肯定応答線
２４３はイネーブルされ、また、ホストリマップアドレス２４９はバッファ１４
５をアドレス指定するのに使用される。

【００３５】 ディスク次ページレジスタ２４０は、バッファテーブル１４５から読み出され
るべき次セクタ２０８の次セクタ命令値２１２でディスク現ページレジスタ２４
６をロードする。ディスク現アドレスカウンタ２４４の出力から始まるディスク
データアドレス線２４５がイネーブルされている限りは、データは現セクタ２０
８から読み出される。ディスク現アドレスカウンタ２４４の出力はセクタ比較器
２５６と結合される。ディスク現アドレスカウンタ２４４の値はセクタ比較器２
５６への入力Ｂである。比較器２５６の入力Ａは、代表的には５１２バイトであ
るバッファセクタ２０８サイズの一定値である。ディスク現アドレスカウンタ２
４４の値が入力Ａと等しいとき、信号は、比較器２５６の出力から、ディスク次
ページレジスタ２４０によってディスク現ページレジスタ２４６にロードされた
値を有する次バッファセクタ２０８へのスイッチを要求するディスク現ページレ
ジスタ２４６に送信される。次バッファセクタ２０８値は、バッファ１４５から
ディスク次ページレジスタ２４０にロードされた次セクタ命令値２１２によって
定義される。

【００３６】 ホスト次ページレジスタ２４２は、バッファ１４５に書き込まれるべき次セク
タ２０８の次セクタ命令値２１２でホスト現ページレジスタ２５０をロードする
。ホスト現アドレスカウンタ２５２の出力から始まるホストデータアドレス線２
５１がイネーブルされている限りは、データは現セクタ２０８から読み出される
。ホスト現アドレスカウンタ２５２の出力はセクタ比較器２５８と結合されてい
る。ホスト現アドレスカウンタ２５２の値はセクタ比較器２５８への入力Ａであ
る。比較器２５８の入力Ｂは、一般に５１２バイトであるバッファセクタ２０８
サイズの一定値である。ホスト現アドレスカウンタ２５２の値が入力Ｂと等しい
とき、信号は、比較器２５８の出力から、ホスト次ページレジスタ２４２によっ
てホスト現ページレジスタ２５０にロードされた値を有する次バッファセクタ２
０８へのスイッチを要求するホスト現ページレジスタ２５０に送信される。次バ
ッファセクタ値は、バッファ１４５からホスト次ページレジスタ２４２にロード
された次セクタ命令値２１２である。

【００３７】 ここで図１３を参照すると、アプリケーション・モジュール２０４のトラバー
サル構成要素の概略表現を図示している。トラバーサル構成要素２６０は、トラ
バーサル状態マシーン２６２とトラバース・ダウンカウンタ２６４と次トラバー
ス・アドレスレジスタ２６６とを含んでいる。トラバーサル状態マシーン２６２
はオフセットベースアドレスの値２１４でロードされる。オフセット値２１４は
、トラバーサル構成要素２６０用の次セクタ２０８位置として次トラバース・ア
ドレスレジスタ２６６にラッチされる。トラバーサル構成要素２６０は、一旦ト
ラバーサル状態マシーン２６２がトラバース・ダウンカウンタ２６４を初期化す
ると、バッファセグメント２１０上のアプリケーション・モジュール２０４をト
ラバースする。トラバーサル構成要素２６０は、次トラバース・アドレスレジス
タ２６６からトラバースアドレスを受信するとともに、トラバース・ダウンカウ
ンタ２６４が計数を完了するまでアプリケーション・モジュール２０４のトラバ
ーサルを継続して実行する。トラバース・ダウンカウンタ２６４用のカウンタが
マイクロプロセッサ１４２によってロードされ、それにより、アプリケーション
・モジュール２０４が所定回数だけ特別のバッファセグメント２１０を反復的に
ホップできるようにする。次セクタ命令値２１２は、次セクタ２０８に指令して
トラバースさせるとともに、次トラバース・アドレスレジスタ２６６を介してト
ラバーサル構成要素２６０に伝達される。オフセットベースアドレスの値２１４
が最初にトラバーサル状態マシーン２６２に送信された後は、次セクタ命令値２
１２は、トラバーサル構成要素２６０が初期化されてオフセットベースアドレス
の次の値を待つ時点であるトラバース・ダウンカウンタ２６４が計数を完了する
まで、トラバーサルの後続のセクタ２０８を制御する唯一の制御パラメータであ
る。

【００３８】 上述したように、バッファテーブル２０６の維持及びアプリケーション・モジ
ュール２０４の動作はともに制御モジュール２０２によって監督される。制御モ
ジュール２０２はバッファ管理システム２００のソフトウェア構成要素である。
制御モジュール２０２は、バッファ１４５のセクタ２０８の最大可能数が任意の
所定の時点で書込み指令用のホスト１４０に対して利用可能であることを保証す
ることによって、書込みキャッシュングの方法を最大化する。要約すると、制御
モジュール２０２は、ホスト２２０及びディスク２２６アドレスポインタを介し
てバッファ１４５との間のデータ転送を指示するためアプリケーション・モジュ
ール２０４によって使用されるバッファテーブル２０６を維持するための機構を
提供する。

【００３９】 図７を参照すると、一般に動作２９９から動作３１７で説明するフロー図が、
ホスト１４０からバッファ１４５へデータを転送するのに用いられるときの制御
モジュール２０２の動作を例示している。動作３００では、制御モジュール２０
２は、任意の所定の時点で書込み指令用のホスト１４０に利用可能であるセクタ
２０８の可能数を最大化するために、ｆｒｅｅ ｌｉｓｔにバッファ１４５のセ
クタ２０８を編成する。ｆｒｅｅ ｌｉｓｔは初期化されて、書込みバッファ１
４５の全てのフリーセクタ２０８の円形状にリンクされたセグメント１６４とな
る。表４は、初期化されたｆｒｅｅ ｌｉｓｔの例示である。

【表４】

【００４０】 一旦制御モジュール２０２がｆｒｅｅ ｌｉｓｔへのセクタ２０８の編成を完
了すると、ホスト１４０からバッファ１４５へのデータの物理的変換が開始され
る。制御モジュール２０２がバッファテーブル２０６を１つ以上のバッファセグ
メント２１０に分割することはこのプロセス中に行われる。動作３０８では、制
御モジュール２０２は、制御モジュール２０２がバッファ１４５へのデータ転送
に対する開始セクタ２０８として選択するバッファセクタ２０８である「ｆｒｅ
ｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔ」としてｆｒｅｅ ｌｉｓｔにおける（好ましい実
施例では最初の索引セクタ２０８と称される）バッファセクタ２０８を任意に選
択する。制御モジュール２０２は、ホスト・アドレスポインタ２２０がｆｒｅｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔとラベルされた最初の索引セクタ２０８に位置決めさ
れるように、アプリケーション・モジュール２０４を制御する。動作３０２では
、制御モジュール２０２はキャッシュされるべき入力データを受信する。動作３
１０では、制御モジュール２０２は、ホスト・アドレスポインタ２２０に指示し
て、ファイルの最初のブロックをｆｒｅｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔとして識別
されたセクタに転送させる。動作３１２では、制御モジュール２０２は、ファイ
ルの転送が完了したか否かを決定する。全てのデータブロックが転送された場合
には、制御モジュールは動作３１６にジャンプする。しかしながら、転送が完了
していなければ、動作３１４で、制御モジュール２０２は、前の索引セクタ２０
８の次セクタ命令２１２に従って（ホスト・アドレスポインタ２２０の各現在位
置は、好ましくは、「索引」セクタと称される。）次「索引」セクタ２０８にホ
スト・アドレスポインタを位置決めする。ホスト・アドレスポインタ２２０は、
ホスト次ポインタ２２２が次索引セクタ２０８を参照するときにデータブロック
を転送する。動作３１６では、一旦制御モジュール２０２がファイルの転送が完
了したことを決定すると、制御モジュール２０２は、現バッファセグメント２１
０の最後のバッファセクタ２０８の後に直接現れるｆｒｅｅ ｌｉｓｔ中のセク
タ２０８にラベル「ｆｒｅｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔ」を割り当てる。バッフ
ァセグメント２１０のサイズの決定とバッファテーブル２０６でｆｒｅｅ ｌｉ
ｓｔのバッファセグメント２１０への分割が生じる場合の決定とは、図８及び表
５によってより詳細に説明される。

【００４１】 図８を参照すると、動作３２９から動作３３９で一般に説明されたフロー図は
、ｆｒｅｅ ｌｉｓｔのセクタ１０８を１つ以上のセグメント２１０に配置する
ことを図示している。制御モジュール２０２は、一旦長さ「Ｌ」のバッファセク
タ１０８のコマンドがホスト１４０によってバッファ管理システム２００に送信
されると、ｆｒｅｅ ｌｉｓｔを１つ以上の円形状にリンクされたリストセグメ
ント２１０に効果的に配置する。図７の動作３１０と同様である動作３３０では
、制御モジュール２０２は、ホスト・アドレスポインタ２２０に指示して、好ま
しい実施例では「ｆｒｅｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔ」とラベルされた最初の索
引セクタ２０８にファイルの最初のブロックを転送させる。動作３３２は、ｆｒ
ｅｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔで開始するとともに「Ｌ−１」セクタをバッファ
テーブル２０６に記憶する単独にリンクされたｆｒｅｅ ｌｉｓｔをトラバーサ
ル構成要素２６０でトラバースすることによって、この特別な指令に対するデー
タの最後のバッファセクタ２０８（即ち、この特別なバッファセグメント２１０
の最後のセクタ２０８）を位置決めする。動作３３４は、「ｆｒｅｅ ｓｐａｃ
ｅ ｓｔａｒｔ」としてテーブルに記憶された「Ｌ−１」個のステップに対応す
るバッファセクタ２０８の次セクタ命令２１２の値を指定する。バッファセクタ
２０８はここで次セクタ命令２１２「ｆｒｅｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔ」を組
み込むので、円形状にリンクされたリストは、特別のバッファセグメント２１０
がｆｒｅｅ ｌｉｓｔからの独立リストであることを例示するために囲まれてい
る。

【００４２】 動作３３６は、残存する円形状にリンクされたリストを例示するために、ｆｒ
ｅｅ ｌｉｓｔ中の残存するバッファセクタ２０８をトラバースする。動作３３
８では、「ｆｒｅｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔ」としてｆｒｅｅ ｌｉｓｔ中の
最後のセクタ２０８の次セクタ命令２１２を指定することによって、独立の円形
状にリンクされたリストのバッファテーブル２０６の残存するセクタ２０８を囲
む。こうして、終了結果は、一旦ホスト１４０がデータをバッファ１４５に転送
すると、どのようにしてｆｒｅｅ ｌｉｓｔが１つ以上のバッファセグメント２
１０に分割されるかに関する例示である。表５は、Ｌ＝３の命令を表４の初期化
されたｆｒｅｅ ｌｉｓｔに適用することによって、バッファセグメント２１０
へのバッファセクタ２０８の配置のより良好な例示を図示している。

【表５】

【００４３】 セクタ０からセクタ２は、制御モジュール２０２がホスト・アドレスポインタ
２２０に現在命令してデータを充填させるバッファセグメントを表すのに対して
、セクタ３からセクタ「ｎ−１」は、ｆｒｅｅ ｌｉｓｔ中の残存するバッファ
セクタ２０８を表している。この例では、セクタ「３」は、ホスト１４０がデー
タの転送を実施する次回にホスト・アドレスポインタ２２０に制御モジュール２
０２が指示する次「ｆｒｅｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔ」位置である。したがっ
て、バッファテーブル２０６のｆｒｅｅ ｌｉｓｔは、この例では、一方の長さ
が３で他方の長さが「ｎ−３」である２つの別個のバッファセグメント２１０に
分割される。種々のバッファセグメント２１０を更に副分割するためにまたはセ
グメント２１０を単一ループに併合するために、同様の処理を行うことができる
。

【００４４】 ここで図９を参照すると、書込み命令が出される任意の時点に始動される制御
モジュール２０２でプログラムされた改めプロセスを図示するフロー図を示して
ある。図９の改めプロセスは実際には図８に規定されたものというよりもむしろ
分離プロセスであるが、この２つのプロセスは相互に同時発生的であり、また、
改めプロセスは結局は動作３００で終える。ホスト１４０が制御モジュール２０
２によって受信される新しい書込み指令を送信するとき、動作３２０では、改め
プロセスが起動される。動作３２２では、一旦新しい書込み指令が制御モジュー
ル２０２によって受信されると、制御モジュール２０２は先ずその新しい指令か
らのデータの論理的ブロックアドレス（ＬＢＡ）のうちの任意のものが前の指令
からバッファセクタ２０８にキャッシュされたデ−タのＬＢＡのうちの任意のも
のとオーバーラップするか否かを決定するために、チェックする。オーバーラッ
プが見い出されなければ、動作３００が起動されるとともに、データが図８のフ
ロー図に従ってバッファ１４５に転送される。

【００４５】 ＬＢＡのオーバーラップが見い出せるならば、制御モジュールは、動作３２４
で、古い書込み指令に対応するバッファセクタ２０８を選び、これらをｆｒｅｅ ｌｉｓｔの最後に加える。このことは、ｆｒｅｅ ｌｉｓｔの終りに配置され
たバッファセクタ２０８の次セクタ命令値２１２を古い書込みセクタ２０８と置
換することによって達成される。これらのバッファセクタ２０８からのデータは
「冗長性」データと考えられ、こうして、バッファセクタ２０８はｆｒｅｅ ｌ
ｉｓｔに改められる。一旦２つのバッファセクタ２０８が改められると、動作３
２４で、動作３００が起動されるとともに、データが図８のフロー図に従ってバ
ッファ１４５に転送される。表６は、図８に図示された改めプロセスを経るとき
のバッファテーブル２０６の例示である。

【表６】

【００４６】 この例では、Ｌ＝３のリストがＬ＝４のリストに改められて、Ｌ＝７の新しい
リストを生む。バッファセクタ２０８ ０，１及び３に含まれるデータブロック
のＬＢＡと新しい書込み指令に関するデータブロックのＬＢＡとに関して、オー
バーラップが見い出された。したがって、改めプロセスは、セクタ３の次セクタ
命令２１２をセクタ０のオフセット値２１４と置換することによって、「冗長性
」バッファセグメント２１０の最初の索引セクタ２０８（セクタ０）を元のｆｒ
ｅｅ ｌｉｓｔ（セクタ３，４，５，６）の終りに加えた。“３”は単独でリン
クされたリストの１つの完全円が終端するバッファセクタ２０８であるので、セ
クタ３はｆｒｅｅ ｌｉｓｔの終りを示している。次いで、制御モジュール２０
２は、特別のバッファセグメント２１０の最初の索引セクタ２０８であるセクタ
０にホスト・アドレスポインタ２２２を位置決めすることによって書込み指令を
監督する。

【００４７】 図１０を参照すると、動作３４９から動作３５９に一般的に説明されたフロー
図が、バッファ１４５からディスク１０８にデータを転送するのに用いられると
きの制御モジュール２０２の動作を図示している。動作３５０では、転送される
べきファイルの最初のデータブロックを記憶するバッファセクタ２０８が「索引
」セクタ１０８を指示される。動作３２５では、索引セクタ２０８はｆｒｅｅ ｌｉｓｔの終りに加えられる。動作３５４では、制御モジュール２０２は、ディ
スク・アドレスポインタ２２４に指示して、索引セクタ２０８のデータブロック
をディスク１０８に転送させる。こうして、バッファセクタ２０８からのデータ
がディスク１０８に引き渡されると同時に、その特別なバッファセクタ２０８が
次ホスト１４０書込み指令によって使用のために直ちに解放される。

【００４８】 動作３５６では、制御モジュール２０２は、転送されるべきファイル内の全て
のデータブロックがディスクに引き渡されたか否かを決定する。そうでなければ
、動作３５８で、制御モジュール２０２は、前の索引セクタ２０８の次セクタ命
令２１２によって命令された通りに、ディスク・アドレスポインタ２２４を次「
索引」セクタ２０８上に位置決めする。ディスク・アドレスポインタ２２４を次
索引セクタ上に位置決めした後、制御モジュール２０２は、動作３５２にジャン
プして、そこからの手順を繰り返す。動作３５６で決定された通りに、一旦ディ
スク・アドレスポインタ２２４がファイルを記憶している特別のバッファセグメ
ント２１０を完全に転送したら、タスクは終了し、制御モジュール２０２はディ
スク・アドレスポインタ２１０を初期化して後続の転送のための各命令を待つ。

【００４９】 ディスク１０８に書き込まれるべきバッファセクタ２０８をｆｒｅｅ ｌｉｓ
ｔの終りに加えるプロセスは、新しい書込み指令がＬＢＡ空間においてシーケン
シャルである制御モジュール２０２に来てディスク１０８上で直ちに追従してバ
ッファセクタ２０８がディスク１０８に引き渡されたならば、大いに有益である
。この利点は、制御モジュール２０２が古いデータをディスク１０８に引き渡す
のと同じ動作中に新しいデータをディスク１０８に書き込むので、バッファテー
ブル２０６の何らの処理も新しい書込み命令に対して必要ではないという点で、
実現される。表７は、このプロセスの例示に対する最良の分析を提供する。

【表７】

【００５０】 この例では、新しい書込み指令に関するデータは「３」の最初の索引セクタ１
０８を有することとなろう。何故ならば、セクタ３はｆｒｅｅ ｓｐａｃｅ ｓ
ｔａｒｔに対応するからである。新しい書込み指令が、この場合にはセクタ３，
４，５，６であるセグメント２１０よりも大きい（より多くのセクタ）ならば、
制御モジュール２０２は円形ループとしてｆｒｅｅ ｌｉｓｔを使用する。ディ
スク１０８に引き渡されているデータを記憶したバッファセクタ２０８は既にｆ
ｒｅｅ ｌｉｓｔの終りに加わえられているので、そのようなセクタ２０８は円
形のｆｒｅｅ ｌｉｓｔの一部分となる。制御モジュール２０２は、ディスク・
アドレスポインタ２２４に指示して、バッファセクタ２０８からのデータがディ
スク１０８に引き渡されるときにディスク・アドレスポインタ２２４に順次追従
する（最初の索引セクタ２０８で始動される）ホスト・アドレスポインタ２２０
に追従させる。したがって、制御モジュール２０２はディスク２２４及びホスト
アドレス２２０ポインタを用いて実時間円形ループを実施する。

【００５１】 バッファ管理システム２００の１つ以上の利点は、２つ以上のキャッシュされ
た指令を１つのバッファセグメント２１０に併合する制御モジュール２０２の能
力である。１つのバッファセグメント２１０を別のものに併合することは有益で
ある。何故ならば、そのようなプロセスは１つの動作でバッファ１４５からディ
スク１０８にデータを書き込ませるからである。２つ以上のバッファセグメント
２１０がディスク１０８上の隣接サーボセグメント１６４に書き込まれるべきデ
ータファイルを含んでいれば、制御モジュール２０２は、バッファテーブル２０
６のそのようなバッファセグメント２１０を１つのバッファセグメント２１０に
「併合」するであろう。

【００５２】 図１１を参照すると、動作３７９から動作３８５で一般的に説明されたフロー
図が制御モジュール２０２の併合プロセスを図示している。動作３８０では、バ
ッファセグメント２１０に含まれたキャッシュされた書込みが比較されて、デー
タファイルが隣接（即ち、引き続く）サーボセグメント１６４に引き渡されるべ
きか否かを決定する。動作３８２では、そのようなデータが隣接サーボセグメン
ト１６４に引き渡されるべきでないならば、動作３８１は、テーブル２０６の全
てのバッファセグメント２１０が互いに比較されたか否かを調べるためにチェッ
クする。もしそうでなければ、動作３８０の比較ルーチンが繰り返される。全て
のバッファセグメント２１０が比較されたならば、どのバッファセグメント２１
０も併合することなくプロセスは終了している。

【００５３】 バッファセグメント２１０からのデータがディスク１０８上のシーケンシャル
位置で引き渡されるべきならば、実際の併合プロセスは動作３８４で始まるであ
ろう。動作３８４では、バッファセグメント２１０のうちの何れかの最後のバッ
ファセクタ２０８の次セクタ命令値２１２が、他のバッファセグメント２１０の
最初の索引セクタ２０８のオフセット値２１４と置換される。したがって、２つ
のセグメント２１０は１つの円形状にリンクされたリストに併合される。一旦併
合が完了すると、プロセスは、動作３８１によって決定された通りに全てのバッ
ファセグメント２１０が互いに比較されるまで、動作３８０で再度始動される。
本質的には、このことは、バッファ１４５へのキャッシュされた書込みの頻度に
起因する進行中のプロセスである。表８及び表９は併合プロセス動作３８４の更
なる例示を提供する。

【表８】

【表９】

【００５４】 この例では、表８は、併合に先立つバッファテーブル２０６を例示している。
表８は、３つの個別のバッファセグメント２１０（即ち、セグメント０：１，セ
グメント４：５及びセグメント２：３：６）を含んでいる。この例示では、セグ
メント０：１に含まれたデータブロックはディスク１０８上の隣接サーボセグメ
ント２１０に置かれるべきである。したがって、セグメント０：１及びセグメン
ト４：５はディスク１０８上でシーケンシャルであるので、制御モジュール２０
２は、２つのバッファセグメント２１０を併合することとなり、その結果を表９
に示してある。示されているように、表９は、２つのバッファセグメント２１０
（即ち、セグメント０：１：４：５及びセグメント２：３：６）を含むに過ぎな
い。

【００５５】 要約すると、本発明は、（１４０のような）ホストコンピュータから（１００
のような）ディスク駆動機構の（１０８のような）記録可能なディスクへのデー
タの転送を管理する（２００のような）バッファ管理システムとして見ることが
できる。（１００のような）ディスク駆動機構は（１４０のような）ホストコン
ピュータ上で動作する。（１０８のような）記録可能なディスクは、（１６４の
ような）１つ以上の等しいサーボセグメントに半径方向に分割されるとともに、
（１６０のような）１つ以上の回転トラックに円周方向に分割される。こうして
、（１６０のような）トラックは（１６４のような）サーボセグメントによって
分割される。

【００５６】 （１００のような）ディスク駆動機構は、（１４０のような）ホストコンピュ
ータと（１０８のような）ディスクとの間のデータ転送が（１４０のような）ホ
ストコンピュータまたは（１０８のような）ディスクからファイルの一時的記憶
用の（１４５のような）バッファへのファイルを構成する選択された数のデータ
ブロックを転送することによって果たされるという型式のものである。一時的記
憶の後、ファイルは（１４０のような）ホストコンピュータまたは（１０８のよ
うな）ディスクに転送される。本発明によれば、バッファの管理は、（２０６の
ような）バッファテーブルと（２０４のような）アプリケーション・モジュール
と（２０２のような）制御モジュールとを含む（２００のような）バッファ管理
システムによって達成される。

【００５７】 （２００のような）バッファ管理システムは、（２０８のような）１つ以上の
等しく大きさを決められたバッファセクタに分割されている（２０６のような）
バッファテーブルを含んでいる。（２０８のような）バッファセクタの各々は、
（２１０のような）バッファセグメントにおけるセクタである。（２１０のよう
な）バッファセグメントは、（２０６のような）バッファテーブル内の円形状に
リンクされたリストとして定義される。（２００のような）バッファ管理システ
ムはまた、（２１０のような）各特別のバッファセグメントをウォーク・スルー
するため（２０４のような）アプリケーション・モジュールを含んでいる。（２
０６のような）バッファテーブルは、（２１０のような）少なくとも１つのバッ
ファセグメントに分割される。しかしながら、（２０６のような）バッファテー
ブルは、（２０６のような）バッファテーブルが（２０８のような）バッファセ
クタを有するのと同じ数の（２１０のような）バッファセグメントに分割されさ
えすればよい。

【００５８】 （２００のような）バッファ管理システムは、（２０６のような）バッファテ
ーブルを生成し維持する（２０２のような）制御モジュールを更に含んでいる。
（２０２のような）制御モジュールは、（２０４のような）アプリケーション・
モジュールによって（２０６のような）バッファテーブルのウォーク・スルーを
監督するために、（２０４のような）アプリケーション・モジュールと結合され
ている。（２０４のような）アプリケーション・モジュールは、（２０４のよう
な）アプリケーション・モジュールが現在位置決めされている（２０８のような
）索引セクタにおける（２１２のような）次セクタ命令に応答して、（２０６の
ような）バッファテーブルをウォーク・スルーする。データが（１０８のような
）ディスクまたは（１４５のような）バッファに早まって引き渡された場合には
、（２０２のような）制御モジュールは、（２０４のような）アプリケーション
・モジュールを再起動してデータの後続のルック−アップを実行する（動作４１
４におけるような）ルック−アップ・ルーチンを含んでいる。

【００５９】 （２０４のような）アプリケーション・モジュールは、好ましくは、（１４５
のような）バッファにデータを引き渡す（２２０のような）ホスト・アドレスポ
インタを含む。（２２０のような）ホスト・アドレスポインタは、好ましくは、
（２０８のような）索引セクタの（２１２のような）次セクタ命令を（２２０の
ような）ホスト・アドレスポインタに伝達する（２２２のような）ホスト次ポイ
ンタに結合されている。したがって、（２１２のような）次セクタ命令は、（２
１０のような）特別のバッファセグメント内の（２２０のような）ホスト・アド
レスポインタの位置決めを制御する。

【００６０】 （２０４のような）アプリケーション・モジュールはまた、好ましくは、（１
４５のような）バッファからのデータを（２０８のような）ディスクに引き渡す
（２２４のような）ディスク・アドレスポインタを含む。（２２４のような）デ
ィスク・アドレスポインタは、（２０８のような）索引セクタの（２１２のよう
な）次セクタ命令を（２２４のような）ディスク・アドレスポインタに伝達する
（２２６のような）ディスク次ポインタに結合される。したがって、（２１２の
ような）次セクタ命令が、（２１０のような）特別のバッファセグメント内の（
２２４のような）ディスク・アドレスポインタの位置決めを制御する。

【００６１】 好ましい実施例では、（２０６のような）バッファテーブルは、一時的記憶の
ために（２００のような）システムに容易に利用可能であるセクタのフリーリス
トを含んでいる。既存のデータブロックが（２０８のような）索引セクタから（
１０８のような）ディスクに書き込まれるべき場合には、（２０２のような）制
御モジュールは（２０８のような）索引セクタをセクタのフリーリストに改め、
その結果、（２０８のような）索引セクタは、（１０８のような）ディスクに引
き渡されるときに、（２００のような）システムに利用可能となる。（２０２の
ような）制御モジュールは、書込み命令が（１４０のような）ホストから出され
たとき、フリーリストから（２１０のような）特別のバッファセグメントを任意
に選択するとともに、（２１０のような）特別のバッファセグメントの（２０８
のような）最初の索引セクタの上方に（２２０のような）ホスト・アドレスポイ
ンタを任意に位置決めする。フリーリストは、好ましくは、ディスク１０８に書
き込まれたデータか冗長性であると考えられたデータを含んでいた（２１０のよ
うな）任意のバッファセグメントを含む。

【００６２】 （２０２のような）制御モジュールはまた、（動作３８０から動作３８４にお
けるような）併合ルーチンを含んでいる。（動作３８０から動作３８４における
ような）併合ルーチンは、（１６４のような）隣接サーボセグメントに書き込ま
れるべき（２１０のような）１つ以上のバッファセグメントを組み合わせる。（
動作３８０から動作３８４におけるような）併合ルーチンは、（２１０のような
）複数のバッファセグメントを、１つの書込みプロセスで（１０８のような）デ
ィスクに引き渡され得る（２１０のような）１つの集合体バッファセグメントに
変換する。

【００６３】 本発明は、（１４０のような）ホストコンピュータから（１００のような）デ
ィスク駆動機構の（１０８のような）記録可能なディスクへのデータの転送を管
理する（動作４００におけるような）方法として見ることもできる。（動作４０
０におけるような）方法は、（２０８のような）１つ以上の等しく大きさを決め
られたバッファセクタに分割される（２０６のような）バッファテーブルを（動
作４０２におけるように）維持することと、（２０８のような）バッファセクタ
の各々を（２１０のような）少なくとも１つのバッファセグメントに（動作４０
４におけるように）配置することとを含んでいる。単独にリンクされたリストで
ある（２０６のような）バッファテーブルは、円形状にリンクされたリストであ
る（２１０のような）１つ以上のバッファセグメントに分割される。（動作４０
０におけるような）方法は、（２１０のような）特別のバッファセグメントを（
動作４０６におけるように）選択して（１４０のような）ホストコンピュータか
ら（１４５のような）バッファに転送されるべきファイルを一時的に記憶するこ
とと、（２０８のような）索引セクタに含まれた（２１２のような）次セクタ命
令に応答して（２１０のような）特別のバッファセグメントをウォーク・スルー
することによって（１４０のような）ホストコンピュータから（１４５のような
）バッファにファイルを（動作４０８におけるように）転送することとを更に含
んでいる。索引セクタは、そこからデータが転送されている（２０８のような）
バッファセクタである。

【００６４】 （動作４００におけるような）方法は、一時的な期間（２１０のような）特別
のバッファセグメントにファイルを（動作４１０におけるように）記憶すること
と、（１４５のような）バッファからファイルを（動作４１２におけるように）
除去することと、（２０８のような）索引セクタに含まれた（２１２のような）
次セクタ命令に応答して（２１０のような）特別のバッファセグメントをウォー
ク・スルーすることによって、（１０８のような）記録可能なディスクにファイ
ルを再配置することとを更に含んでいる。

【００６５】 好ましい実施例では、（動作４０２におけるような）バッファテーブルを維持
する際の（動作４００におけるような）方法は、新しいデータブロックを受け取
るのに容易に利用可能であるセクタのフリーリストを（動作３００におけるよう
に）生成する段階を含んでいる。（動作４００におけるような）方法は、好まし
くは、一旦（１４５のような）バッファへファイルを書き込む指令が（１４０の
ような）ホストコンピュータによって送信されると、（動作４１０におけるよう
な）データを記憶する際に使用されるであろう（２１０のような）特別のバッフ
ァセグメントに対する開始としての（２０８のような）最初の索引セクタを任意
に選択することを含む。（動作４０４のような）配置段階での（動作４００にお
けるような）方法は、好ましくは、（２０８のような）任意に選択された最初の
索引セクタで開始することによってセクタのフリーリストから（２１０のような
）バッファセグメントを発生することと、ファイルのデータブロックの選択され
た数よりも少ない１つのバッファセクタをトラバースすることとを含む。結局、
好ましい実施例では、（動作４００におけるような）方法は、キャッシュされる
べき入力データファイルを（動作３０２におけるように）受け取るとともに、入
力データファイルを（２０８のような）索引セクタの（２１０のような）バッフ
ァセグメントに入れる。

【００６６】 前述したように、（動作４００におけるような）方法は、（２０８ような）セ
クタを（２１０のような）１つ以上のバッファセグメントに編成することによっ
て（２０６のような）バッファテーブルを（動作４０４におけるように）配置す
ることができる。しかしながら、（２０６のような）バッファテーブルは、（２
０６のような）バッファテーブルの（２０８のような）セクタの数に等しい最大
数の（２１０のような）バッファセグメントに単に分割することができる。（動
作４００におけるような）方法は、（２０８のような）各セクタが（１０８のよ
うな）ディスクに引き渡されるときシステムに利用可能となるように、（１０８
のような）ディスクに引き渡されるべき（２０８のような）各セクタをセクタの
フリーリストに（動作３５４から動作３５８におけるような）改める。

【００６７】 好ましい実施例では、（動作４００におけるような）方法は、（１４５のよう
な）バッファに記憶されるべきデータブロックを（２１０のような）全てのバッ
ファセグメントの各既存のデータブロックと（動作３２２におけるように）比較
する。（動作３２２におけるような）比較が既存のデータブロックと（１４５の
ような）バッファに記憶されるべきデータブロックとの間の冗長性を示すならば
、既存のデータブロックを記憶する（２１０のような）バッファセグメントは、
フリーリストに（動作３５４から動作３５８におけるように）改められる。（動
作３５４から動作３５８におけるような）方法は、（２０８のような）隣接サー
ボセグメントに書き込まれるべきデータファイルを含む（２１０のような）１つ
以上のバッファセグメントを共に併合し、それにより、書込み動作をそれらのセ
グメント１６４に対して１回実行できるようにするだけである。

【００６８】 好ましい実施例では、（動作４００におけるような）方法は、（２２２のよう
な）ホスト次ポインタに結合された（２２０のような）ホスト・アドレスポイン
タで（２１０のような）特別のバッファセグメントをウォーク・スルーすること
によって、データを（１４５のような）バッファに（動作４０８におけるように
）転送することを含む。（２２２のような）ホスト次ポインタは、（２１２のよ
うな）次セクタ命令を（２２０のような）ホスト・アドレスポインタに伝達する
。本質的には、（２１２のような）次セクタ命令は、（２１０のような）特別の
バッファセグメント内の（２２０のような）ホスト・アドレスポインタの位置決
めを制御する。更に、（動作４００におけるような）方法は、好ましくは、（２
２６のような）ディスク次ポインタに結合された（２２４のような）ディスク・
アドレスポインタで（２１０のような）特別のバッファセグメントをウォーク・
スルーすることによって、バッファからデータを（動作４１２におけるように）
除去し再配置することを含む。（２２６のような）ディスク次ポインタは、（２
１２のような）次セクタ命令を（２２４のような）ディスク・アドレスポインタ
に伝達する。本質的には、（２１２のような）次セクタ命令は、（２１０のよう
な）特別のバッファセグメント内の（２２４のような）ディスク・アドレスポイ
ンタの位置決めを制御する。データが（動作４０８におけるように）転送された
か早まって（動作４１２におけるように）置換された場合には、何れかの動作が
（動作４００におけるような）方法に従って（動作４１２及び動作４１６におけ
るように）再起動される。

【００６９】 本発明は前述した諸目的及び利点と同様に本願に固有の諸目的及び利点を達成
するのに十分適合することは明瞭であろう。目下の好ましい実施例はこの開示の
目的で説明したが、十分この発明の範囲内にある種々の変更及び修正を行うこと
ができる。例えば、ＶＢＭは、バッファを用いてデータ転送を実施する、テープ
駆動機構、光学的駆動機構及びネットワークのような他の型式のデータ記憶装置
に有用であり得る。同様に、制御モジュールは、ソフトウェアに対抗するものと
してまたはソフトウェアとの組合わせで集積回路または論理回路を用いて設計す
ることができる。更に、アプリケーション・モジュールは、アドレスポインタ及
び次ポインタを１個の単一の構成要素に組み合わせることができる。また、バッ
ファテーブルの維持は、本発明から逸脱しない種々の他の方法で解釈することが
できる。例えば、ＶＢＭの技術はファイル割当てテーブルに用いることができる
。また、ＶＢＭテーブル自身は（次ポインタ及び前ポインタの双方を有する）二
重リンクリストとして構築することができ、また、ハードウェアはこの種のテー
ブルの維持におけるソフトウェアを助長するように構成することができるであろ
う。全体のシステムは、標準の５１２バイトよりも大きいか小さいデータの収集
について作動するようにセットアップすることもできる。当業者に容易に示唆す
るとともに、特許請求の範囲に開示し限定したような本発明の精神に包含される
多数の他の変更を行うことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 主要な内部構成要素を示す本発明の好ましい実施例を組み込むディスク駆動機
構の平面図である。

【図２】 図１のディスク駆動機構を制御するのに使用される主要な機能構成要素を一般
的に示す機能ブロック図である。

【図３】 ディスク面上の主要構成要素を一般的にに示すディスクの平面図である。

【図４】 本発明の好ましい実施例によるバッファ管理システムの機能ブロック図である
。

【図５】 図４のアプリケーション・モジュール及び制御モジュールに特に焦点を置いた
バッファ管理システムの機能ブロック図である。

【図６】 図４のアプリケーション・モジュールの構成要素の概略的表現である。

【図７】 ホストコンピュータによる書込み命令に応じた制御モジュールの動作を図示す
るフロー図である。

【図８】 １つ以上のセグメントへのｆｒｅｅ ｌｉｓｔのセクタの配置を図示するフロ
ー図である。

【図９】 改めプロセスを図示するフロー図である。

【図１０】 バッファからディスクへデータを引き渡す命令を与えた場合の制御モジュール
の動作を図示するフロー図である。

【図１１】 併合プロセスを図示するフロー図である。

【図１２】 本発明の動作を一般的に図示するフロー図である。

【図１３】 図４のアプリケーション・モジュールのトラバーサ構成要素の概略的表現であ
る。

【手続補正書】特許協力条約第１９条補正の翻訳文提出書

【提出日】平成１３年５月２４日（２００１．５．２４）

【手続補正１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】特許請求の範囲

【補正方法】変更

【補正の内容】

【特許請求の範囲】

【請求項１０】 前記維持する段階（ａ）は、新しいデータブロックを受け
取るのに容易に利用可能であるセクタのフリーリストを生成する段階を備え、 前記選択する段階（ｃ）は、前記記憶する段階（ｅ）で使用されるであろう前
記特別のバッファセグメントに対する開始として最初の索引セクタを任意に選択
する段階を備え、 前記配置する段階（ｂ）は、前記任意に選択された最初の索引セクタで開始す
ることによって前記セクタのフリーリストからバッファセグメントを発生すると
ともに、前記ファイル中の前記データブロックの選択された数よりも少ない１つ
のバッファセクタをトラバースする段階を備え、 前記転送する段階（ｄ）は、 （ｉ）キャッシュされるべき入力データファイルを受け取る段階と、 （ｉｉ）前記入力データファイルを前記索引セクタの前記バッファセグメントに
入れる段階とを更に備える、 請求項９記載の方法。

【手続補正書】特許協力条約第３４条補正の翻訳文提出書

【提出日】平成１３年１０月２６日（２００１．１０．２６）

【手続補正１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】特許請求の範囲

【補正方法】変更

【補正の内容】

【特許請求の範囲】

【手続補正２】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００４１

【補正方法】変更

【補正の内容】

【００４１】 図８を参照すると、ｆｒｅｅ ｌｉｓｔのセクタ２０８を１つ以上のセグメン
ト２１０に配置することを図示するフロー図を示している。制御モジュール２０
２は、一旦長さ「Ｌ」のバッファセクタ１０８のコマンドがホスト１４０によっ
てバッファ管理システム２００に送信されると、ｆｒｅｅ ｌｉｓｔを１つ以上
の円形状にリンクされたリストセグメント２１０に効果的に配置する。図７の動
作３１０と同様である動作３３０では、制御モジュール２０２は、ホスト・アド
レスポインタ２２０に指示して、好ましい実施例では「ｆｒｅｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔ」とラベルされた最初の索引セクタ２０８にファイルの最初のブロッ
クを転送させる。動作３３２は、ｆｒｅｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔで開始する
とともに「Ｌ−１」セクタをバッファテーブル２０６に記憶する単独にリンクさ
れたｆｒｅｅ ｌｉｓｔをトラバーサル構成要素２６０でトラバースすることに
よって、この特別な指令に対するデータの最後のバッファセクタ２０８（即ち、
この特別なバッファセグメント２１０の最後のセクタ２０８）を位置決めする。
動作３３４は、「ｆｒｅｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔ」としてテーブルに記憶さ
れた「Ｌ−１」個のステップに対応するバッファセクタ２０８の次セクタ命令２
１２の値を指定する。バッファセクタ２０８はここで次セクタ命令２１２「ｆｒ
ｅｅ ｓｐａｃｅ ｓｔａｒｔ」を組み込むので、円形状にリンクされたリスト
は、特別のバッファセグメント２１０がｆｒｅｅ ｌｉｓｔからの独立リストで
あることを例示するために囲まれている。

【手続補正３】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００４７

【補正方法】変更

【補正の内容】

【００４７】 図１０を参照すると、バッファ１４５からディスク１０８にデータを転送する
のに用いられるときの制御モジュール２０２の動作を図示するフロー図を示して
いる。動作３５０では、転送されるべきファイルの最初のデータブロックを記憶
するバッファセクタ２０８が「索引」セクタ１０８を指示される。動作３２５で
は、索引セクタ２０８はｆｒｅｅ ｌｉｓｔの終りに加えられる。動作３５４で
は、制御モジュール２０２は、ディスク・アドレスポインタ２２４に指示して、
索引セクタ２０８のデータブロックをディスク１０８に転送させる。こうして、
バッファセクタ２０８からのデータがディスク１０８に引き渡されると同時に、
その特別なバッファセクタ２０８が次ホスト１４０書込み指令によって使用のた
めに直ちに解放される。

【手続補正４】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００５０

【補正方法】変更

【補正の内容】

【００５０】 この例では、新しい書込み指令に関するデータは「３」の最初の索引セクタ２ ０８ を有することとなろう。何故ならば、セクタ３はｆｒｅｅ ｓｐａｃｅ ｓ
ｔａｒｔに対応するからである。新しい書込み指令が、この場合にはセクタ３，
４，５，６であるセグメント２１０よりも大きい（より多くのセクタ）ならば、
制御モジュール２０２は円形ループとしてｆｒｅｅ ｌｉｓｔを使用する。ディ
スク１０８に引き渡されているデータを記憶したバッファセクタ２０８は既にｆ
ｒｅｅ ｌｉｓｔの終りに加わえられているので、そのようなセクタ２０８は円
形のｆｒｅｅ ｌｉｓｔの一部分となる。制御モジュール２０２は、ディスク・
アドレスポインタ２２４に指示して、バッファセクタ２０８からのデータがディ
スク１０８に引き渡されるときにディスク・アドレスポインタ２２４に順次追従
する（最初の索引セクタ２０８で始動される）ホスト・アドレスポインタ２２０
に追従させる。したがって、制御モジュール２０２はディスク２２４及びホスト
アドレス２２０ポインタを用いて実時間円形ループを実施する。

【手続補正５】

【補正対象書類名】図面

【補正対象項目名】図１３

【補正方法】変更

【補正の内容】

【図１３】

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 モーラー、グレゴリー、ポール アメリカ合衆国 コロラド、ロングモン ト、サンドパイパー プレイス 2914 (72)発明者 ヘインズ、ジョナサン、ウィリアムズ アメリカ合衆国 コロラド、ラファイエッ ト、オータム リッジ ブールヴァード 2285 Ｆターム(参考） 5B065 BA01 CE12 5D044 BC01 CC05 HH07 HL01

Claims (20)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ホストコンピュータからディスク駆動機構の記録可能なディ
   スクへのデータの転送を管理するバッファ管理システムであって、前記ディスク
   駆動機構は前記ホストコンピュータ上で動作し、前記記録可能なディスクは複数
   の等しいサーボセグメントに半径方向に分割されるとともに複数の回転トラック
   に円周方向に分割され、前記ディスク駆動機構は、選択された数のデータブロッ
   クとして定義されたファイルを一時的記憶用のバッファに転送することによって
   前記ホストコンピュータと前記ディスクとの間のデータ転送が果たされる型式の
   ものである、バッファ管理システムであって、 複数の等しいバッファセクタに分割されたバッファテーブルであって、前記複
   数のバッファセクタの各々が、前記バッファテーブルが分割されている複数の円
   形状にリンクされたリストのうちの１つとして定義されたバッファセグメントの
   セクタである、バッファテーブルと、 特別のバッファセグメントをウォーク・スルーするように動作可能なアプリケ
   ーション・モジュールであって、前記バッファセグメントがウォーク・スルーす
   るときにデータが転送される、アプリケーション・モジュールと、 前記バッファテーブルを生成し維持する制御モジュールであって、前記アプリ
   ケーション・モジュールが現在位置している索引セクタの次セクタ命令に応答し
   て前記アプリケーション・モジュールによって前記制御モジュールがウォーク・
   スルーを監督するように前記アプリケーション・モジュールと結合されている、
   制御モジュールと、 を具備する、バッファ管理システム。
2. 【請求項２】 前記アプリケーション・モジュールが、 前記データを前記バッファに引き渡すホスト・アドレスポインタであって、次
   セクタ命令が前記特別のバッファセグメント内のホスト・アドレスポインタの位
   置決めを制御するように前記索引セクタの前記次セクタ命令を前記ホスト・アド
   レスポインタに伝達するホスト次ポインタを備えたホスト・アドレスポインタと
   、 前記バッファから前記ディスクに前記データを引き渡すディスク・アドレスポ
   インタであって、前記次セクタ命令が前記特別のバッファセグメント内の前記デ
   ィスク・アドレスポインタの位置決めを制御するように前記索引セクタの前記次
   セクタ命令を前記ディスク・アドレスポインタに伝達するディスク次ポインタを
   備えたディスク・アドレスポインタとを備えた 請求項１記載のシステム。
3. 【請求項３】 前記バッファテーブルは、一時的記憶のために前記システム
   に対して容易に利用可能であるセクタのフリーリストを備え、 前記制御モジュールは、前記索引セクタが前記ディスクに対して引き渡される
   ときに前記索引セクタが前記システムに利用可能になるように、前記ディスクに
   書き込まれるべき前記索引セクタを前記フリーリストに改める、 請求項２記載のシステム。
4. 【請求項４】 前記制御モジュールは、前記ホスト・アドレスポインタが前
   記特別のバッファセグメントの最初の索引セクタの上方に前記制御モジュールに
   よって任意に位置決めされるように、任意の方法で前記フリーリストから前記特
   別のバッファセグメントを選択する、請求項３記載のシステム。
5. 【請求項５】 前記索引セクタの前記データブロックが新しい命令の前記デ
   ータブロックと比較されるときに冗長であるので、前記セクタが前記セクタのフ
   リーリストに改められる、請求項３記載のシステム。
6. 【請求項６】 前記制御モジュールはルックアップ・ルーチンを備え、 該ルックアップ・ルーチンは、前記データが早まって引き渡された場合に前記
   アプリケーション・モジュールを再起動する、 請求項２記載のシステム。
7. 【請求項７】 前記バッファテーブルは少なくとも１つのバッファセグメン
   トを備え、 前記バッファテーブルは、該バッファテーブルのバッファセクタの数と等しい
   最大数のバッファセグメントに分割される、 請求項１記載のシステム。
8. 【請求項８】 前記制御モジュールは併合ルーチンを更に備え、 該併合ルーチンは、該併合ルーチンが１つの書込みプロセスで前記ディスクに
   引き渡され得る１つの集合体バッファセグメントに前記複数のバッファセグメン
   トを変換するように、複数の隣接サーボセグメントに書き込まれるべき前記バッ
   ファテーブルの複数のバッファセグメントを組み合わせる、 請求項１記載のシステム。
9. 【請求項９】 ホストコンピュータからディスク駆動機構の記録可能なディ
   スクへのデータの転送を管理する方法であって、前記ディスク駆動機構は前記ホ
   ストコンピュータ上で動作し、前記記録可能なディスクは複数の等しいサーボセ
   グメントに半径方向に分割されるとともに複数の回転トラックに円周方向に分割
   され、前記ディスク駆動機構は、選択されたデータブロックとして定義されたフ
   ァイルを該ファイルの一時的記憶用のバッファに転送することによって前記ホス
   トコンピュータと前記ディスクとの間のデータ転送が果たされる型式のものであ
   る、方法であって、 （ａ）複数の等しい大きさのバッファセクタに分割されたバッファテーブルを維
   持する段階と、 （ｂ）前記バッファテーブルが分割されている円形状にリンクされたリストとし
   て定義された少なくとも１つのバッファセグメントに前記複数のバッファセクタ
   の各々を配置する段階と、 （ｃ）前記ホストコンピュータから前記バッファに転送されるベきファイルを一
   時的に記憶するために特別のバッファセグメントを選択する段階と、 （ｄ）データが転送されている前記バッファセクタとして定義された索引セクタ
   に含まれた次セクタ命令に応答して前記特別のバッファセグメントをウォーク・
   スルーすることによって、前記ホストコンピュータから前記バッファに前記ファ
   イルを転送する段階と、 （ｅ）一時的期間前記特別のバッファセグメントにファイルを記憶する段階と、 （ｆ）前記バッファから前記ファイルを除去するとともに、前記索引セクタに含
   まれた前記次セクタ命令に応答して前記特別のバッファセグメントをウォーク・
   スルーすることによって、前記記録可能なディスクに前記ファイルを再配置する
   段階と、 を具備する、方法。
10. 【請求項１０】 前記維持する段階（ａ）は、新しいデータブロックを受け
    取るのに容易に利用可能であるセクタのフリーリストを生成する段階を備えてい
    る、請求項９記載の方法。
11. 【請求項１１】 前記選択する段階（ｃ）は、前記記憶する段階（ｅ）で使
    用される前記特別のバッファセグメントに対する開始として最初の索引セクタを
    任意に選択する段階を備えている、請求項１０記載の方法。
12. 【請求項１２】 前記配置する段階（ｂ）は、前記任意に選択された最初の
    索引セクタで開始するとともに前記ファイル中の前記データブロックの選択され
    た数よりも少ない１つのバッファセクタをトラバースすることによって、前記セ
    クタのフリーリストからバッファセグメントを発生する段階を備えている、請求
    項１１記載の方法。
13. 【請求項１３】 前記転送する段階（ｄ）は、 （ｉ）キャッシュされるべき入力データファイルを受け取る段階と、 （ｉｉ）前記入力データファイルを前記索引セクタでの前記バッファセグメント
    に入れる段階とを更に備える、 請求項１２記載の方法。
14. 【請求項１４】 前記配置する段階（ｂ）は、前記バッファテーブル中のセ
    クタの数に等しい最大数のバッファセグメントまでの複数のバッファセグメント
    に前記セクタを編成する段階を備える、請求項９記載の方法。
15. 【請求項１５】 （ｇ）前記ディスクに引き渡されるときに前記索引セクタ
    が前記システムに対して利用可能となるように、前記ディスクに書き込まれるべ
    き前記索引セクタを前記セクタのフリーリストに改める段階を更に具備する、請
    求項１０記載の方法。
16. 【請求項１６】 （ｈ）前記バッファに記憶されるべきデータブロックを前
    記バッファセグメントの各々の各既存のデータブロックと比較して、該比較する
    段階（ｈ）が前記既存のデータブロックと前記バッファに記憶されるべき前記デ
    ータブロックとの間の冗長性を示すならば、前記既存のデータブロックを記憶し
    た前記バッファセグメントが前記フリーリストに改められるようにした段階を更
    に具備する、請求項１５記載の方法。
17. 【請求項１７】 （ｇ）複数の隣接サーボセグメントに書き込まれるべきデ
    ータファイルを含む特別の複数のバッファセグメントを一緒に併合して、前記特
    別の複数のバッファセグメントの書込み動作が１つの動作で実行され得るように
    した段階を更に具備する、請求項９記載の方法。
18. 【請求項１８】 前記転送する段階（ｄ）は、次ポインタに結合されたアド
    レスポインタを用いて前記特別のバッファセグメントをウォーク・スルーする段
    階を備え、 前記次ポインタが前記次セクタ命令を前記アドレスポインタに伝達して、前記
    次セクタ命令が前記特別のバッファセグメント内の前記アドレスポインタの位置
    決めを制御するようにした、請求項９記載の方法。
19. 【請求項１９】 （ｇ）前記段階のうちの１つが早まって実行された場合に
    前記転送する段階（ｄ）及び前記除去及び置換する段階（ｆ）を再起動する段階
    を更に具備する、請求項９記載の方法。
20. 【請求項２０】 データ記憶装置用のバッファ管理システムであって、 データ記憶装置との間でデータを転送するアプリケーション・モジュールと、 制御手段であって、前記アプリケーション・モジュールが該制御手段による監
    督下でバッファテーブルをウォーク・スルーするように、前記アプリケーション
    ・モジュールを動作させる、制御手段と、 を具備する、バッファ管理システム。