JP2008282500A - 磁気ディスク記憶装置 - Google Patents

Abstract

【課題】データの書き込み、消去、ディスクの初期化が高速に行える磁気ディスク記憶装置を提供する。
【解決手段】磁気ディスク上において、ユーザデータが記憶された部分であるＤ部と、前記Ｄ部のディスク上での位置を示す情報、及び前記Ｄ部の情報が有効か無効かを示す情報であるＦフラグ、及び前記Ｄ部のデータ長を示す情報、が記憶された部分であるＣ部と、は別々のトラックに記憶されている。前記Ｄ部のデータ長を変更するデータの書き込みを行う場合には、前記データの書き込み後、前記データを書き込んだ前記Ｄ部以降のＤ部を管理するＣ部のＦフラグの示す情報が無効に書き換えられる。これにより、データ長が変更されたＤ部以降のＤ部をクリアする必要がなく、高速書き込みが可能となる。
【選択図】図１

Description

本発明は、磁気ディスクに対してデータの読み書き処理を行う磁気ディスク記憶装置に関し、特に、データ書き込み、初期化、データ消去の高速化を可能とした磁気ディスク装置に関するものである。

従来からホストと接続され、ホストからの指示によってデータを記憶し、読み出しする外部記憶装置として、磁気ディスク記憶装置が用いられている。通常、磁気ディスク記憶装置は、ホストとのデータのやりとりにおいては、磁気ディスク記憶装置内部に備えたキャッシュメモリと呼ばれる半導体メモリで構成された高速アクセス可能な記憶手段を介して行う。

その理由は、磁気ディスクへのデータの書き込みや、磁気ディスクからのデータの読み込みには時間を要するので、高速なキャッシュメモリを介することにより、ホストからのアクセスの高速化を実現するためである。

このキャッシュメモリとのアクセスを高速に行うものとして、「ディスクキャッシュ制御回路、ディスク制御装置及びディスクキャッシュ制御方法」（特許文献１）が提案されている。

特許文献１のディスク制御装置は、データ分離復元回路を有し、セクタデータを構成するデータ部のデータと、制御情報部のデータとを、キャッシュメモリ上で分離して保持、管理することにより、データ部のデータと、制御部のデータとをシーケンシャルに扱うことができる。これにより、キャッシュ制御を簡略化でき、セクタデータを読み出し／書き込みするためのキャッシュアクセスが高速に行えるとしている。
特開２００５−２９３１１８号公報

しかしながら、従来のメインフレーム用の磁気ディスク記憶装置においては、ユーザデータが記憶された部分であるＤ部と、このＤ部の管理情報が記憶された部分であるＣ部とによって一つのレコードが構成され、複数のレコードによって一つのトラックが構成されていた。

このため、データを書き込む際に、書き込むべきＤ部位置を探すためには、１トラック全域を検索しなくてはならず、時間を要していた。また、Ｄ部のデータ長を変更するデータ書き込みを行った場合には、データ書き込みを行ったＤ部より後のレコードは、すべて０クリアしなくてはならず、高速書き込みの障害となっていた。

更に、磁気ディスクの初期化においては、データが書き込まれていない領域はすべて０クリアしなくてはならず、膨大な時間を必要としていた。
更にまた、データの消去をする場合には、１トラックのデータを消去するために、１トラック全部０クリアする必要があり、消去にも時間が必要であった。

その上、各レコード間、及びＣ部とＤ部との間には、ギャップと呼ばれるデータとデータの隙間の部分が存在し、磁気ディスクとキャッシュメモリとの間、及び、磁気ディスク記憶装置と外部記憶装置との間、におけるデータ転送においては、ギャップも転送していたので、データ高速転送の障害となっていた。

特許文献１に記載された磁気ディスク記憶装置においては、キャッシュメモリ上では、データ部のデータと、制御情報部のデータとを分離して管理しているが、磁気ディスク上では分離していないので、データの消去、ディスクの初期化において時間を要し、磁気ディスクとキャッシュメモリ間のデータ転送においても、ギャップを転送するのでデータ高速転送の障害となっていた。

また、特許文献１に記載された磁気ディスク記憶装置においては、キャッシュメモリ上でのデータ長を変更するデータの書き込みにおいて、データ長を変更したセクタ以後のセクタは０クリアする必要があり、データの消去においても、消去対象のデータを０クリアする必要があるので、データの書き込み、消去の高速化が困難であった。

本発明は、このような実情に鑑みてなされたものであり、データの書き込み、消去、ディスクの初期化が高速に行える磁気ディスク記憶装置を提供しようとするものである。

本発明の課題は、下記の各発明によって解決することができる。
即ち、本発明の磁気ディスク記憶装置は、１個以上の磁気ディスクと、前記磁気ディスクを制御する制御装置と、を備えた磁気ディスク記憶装置であって、磁気ディスク上において、ユーザデータが記憶されたデータ領域であるＤ部で構成されたトラックと、前記Ｄ部のディスク上での位置を示す情報、前記Ｄ部の情報が有効か無効かを示す情報であるＦフラグ、及び前記Ｄ部のデータ長を示す情報、が記憶されたデータ領域であるＣ部で構成されたトラックと、を有し、前記Ｄ部で構成されたトラックには、Ｃ部を有さず、前記Ｃ部で構成されたトラックには、Ｄ部を有さず、前記Ｄ部のデータ長を変更するデータの書き込みを行う場合には、前記制御装置は、前記データの書き込み後、前記データを書き込んだ前記Ｄ部以降のＤ部を管理するＣ部のＦフラグの示す情報を無効に書き換えることを主要な特徴としている。

これにより、データ長を変更する書き込みが行われたＤ部以降のＤ部については、０クリアをする必要がなく、当該Ｄ部を管理するＣ部のＦフラグの示す情報を無効に書き換えることのみでよい。よって、高速書き込みが可能となる。

また、本発明の磁気ディスク記憶装置は、データを前記磁気ディスクに書き込む場合において、前記制御装置は、前記Ｃ部の書き込まれたトラック内のＣ部を検索することによって、前記データを書き込むべきディスク上のＤ部の位置を見出すことを主要な特徴としている。
これにより、Ｄ部位置を検索するときに、検索対象はＣ部データのみなので検索速度が向上し、それに伴ってデータ書き込み速度も向上させることができる。

更に、本発明の磁気ディスク記憶装置は、前記磁気ディスクの初期化において、前記制御装置は、前記Ｄ部をクリアすることなく、前記Ｃ部のみ前記磁気ディスクに書き込むことを主要な特徴としている。
これにより、磁気ディスクの初期化において、Ｄ部をすべて０クリアする必要がなく、Ｃ部のみを書き込めばよいので、高速な初期化が可能となる。

更にまた、本発明の磁気ディスク記憶装置は、前記磁気ディスク上の同一トラックに存在する複数の前記Ｄ部において、隣り合うＤ部との間には、データ間の隙間であるギャップが存在せず、前記磁気ディスク上の同一トラックに存在する複数の前記Ｃ部においても、隣り合うＣ部との間には、データ間の隙間であるギャップが存在しないことを主要な特徴としている。

これにより、トラックにギャップを作成しないため、１トラックの容量すべてを無駄なくデータ領域とすることができるとともに、磁気ディスクとキャッシュメモリの間のデータ転送において、ギャップを転送しなくてすむのでデータ転送の高速化が可能となる。
また、外部記憶装置５との間でのデータ転送においても、ギャップを転送しなくてすむのでデータ転送の高速化が可能となる。

以上、説明したように、本発明の磁気ディスク記憶装置は、データを変更する書き込みにおいて、データ長を変更する書き込みを行ったＤ部以降のＤ部の管理情報を記憶したＣ部のフラグを無効を意味するように書き換えるだけですむ。これにより、書き込み速度を大幅に向上させることができる。

また、本発明の磁気ディスク記憶装置は、磁気ディスクの初期化において、Ｄ部をすべて０クリアする必要がなく、Ｃ部のみを書き込めばよいので、高速な初期化が可能となる。
更に、本発明の磁気ディスク記憶装置は、データを消去する場合においても、例えば１トラック６４Ｋｉｌｏ Ｂｙｔｅ（以後、ＫｉｌｏはＫ、ＢｙｔｅはＢで表す。）の場合は、従来は１トラックのデータを消去するには６４ＫＢの消去が必要であったが、本願発明においては、１トラック分のＣ部である約２ＫＢ分のＣ部のフラグを無効と書き換えるだけですむので、大幅な消去速度の高速化が可能となる。

また、データの書き込み時において、従来の磁気ディスク記憶装置では、データを書き込むべきＤ部の位置を求めるためには、例えば１トラック６４ＫＢの場合は、１トラック６４ＫＢすべてを読み込み、その中全体を検索する必要があったが、本願発明の磁気ディスク記憶装置では、１トラック分のＣ部である約２ＫＢを読み込むだけで、Ｄ部の位置を求めることができる。これにより、書き込み速度を大幅に向上することができる。

更に、本発明の磁気ディスク記憶装置は、トラックにギャップを作成しないため、１トラックの容量すべてを無駄なくデータ領域とすることができるとともに、磁気ディスクとキャッシュメモリの間のデータ転送において、ギャップを転送しなくてすむのでデータ転送の高速化が可能となる。

更にまた、本発明の磁気ディスク記憶装置は、外部記憶装置５との間でのデータ転送においても、ギャップを転送しなくてすむのでデータ転送の高速化が可能となる。
また、本発明の磁気ディスク記憶装置は、Ｄ部のデータ長を示す情報をＣ部が有しているので、Ｄ部は固定長である必要がなく、可変長とすることができる。
更に、本発明の磁気ディスク記憶装置は、メインフレーム専用の論理ボリュームやディスクコントローラだけでなく、汎用の論理ボリュームや汎用のディスクコントローラを使用することが可能となる。

以下、添付図面を参照しながら、本発明の磁気ディスク記憶装置を実施するための最良の形態を詳細に説明する。

＜構成＞
図１は、本発明の一実施例に係る磁気ディスク記憶装置の構成図である。
磁気ディスク記憶装置１は、制御装置２と、ディスクユニット３とから構成されている。磁気ディスク記憶装置１は、ホスト４と、外部記憶装置５と、パソコン６とに接続されている。ホスト４からの指令により、磁気ディスク記憶装置１は、データを記憶し、または、記憶しているデータをホスト４に送信する。ホスト４は、磁気ディスク記憶装置１を介して外部記憶装置５にデータを記憶させ、または、外部記憶装置５からデータを読み込むこともできる。パソコン６は、磁気ディスク記憶装置１の様々な設定を行う。

制御装置２は、キャッシュメモリ７と、マイクロプロセッサ９とから構成されている。キャッシュメモリ７には、磁気ディスク上の各レコードのＣ部の情報を記憶するための領域であるＣ部スロット１０が確保されており、Ｃ部スロット１０には、複数のＣ部の情報がＣ部グループ１１として記憶されている。ここで、Ｃ部には、後述するＤ部の位置情報等の管理情報が記憶されている。

また、キャッシュメモリ７には、磁気ディスク上の各レコードのＤ部の情報を記憶するための領域であるＤ部スロット１２が確保されており、Ｄ部スロット１２には、複数のＤ部の情報がＤ部グループ１３として記憶されている。ここで、Ｄ部には、ホストからの指令によって記憶されたデータ（ユーザデータ）が記憶されている。
マイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７へのデータの読み書きの制御、ディスクユニット３の制御、外部記憶装置５の制御などを行う。

ディスクユニット３は、１個もしくは複数個の磁気ディスクで構成されており、各磁気ディスクには、Ｃ部とＤ部とが別々のトラックに記憶されている。即ち、あるトラックには、Ｃ部のみが記憶されており、別のトラックにはＤ部のみが記憶されているような構成となっている。外部記憶装置５は、マイクロプロセッサ１４で構成された制御装置と、磁気ディスクで構成されたディスクユニットとで構成されている。

＜動作＞
本発明の磁気ディスク記憶装置１の動作について図１を参照して説明する。
磁気ディスク記憶装置１は、ホスト４からデータ書き込みの指令が来た場合、ディスクユニット３にデータ書き込みの処理を行うが、データの書き込み処理には、形式書き込み処理と、更新書き込み処理との２種類の書き込み処理が存在する。

形式書き込み処理とは、Ｄ部の長さ（データ長）が変化する書き込み処理のことであり、この場合は、Ｄ部の長さが変化するために、Ｄ部の長さ情報が記載されているＣ部の変更も必要となる。また、更新書き込み処理とは、Ｄ部の長さが変化しない書き込み処理のことであり、この場合は、Ｃ部の変更は不要である。

（形式書き込み動作）
まず、形式書き込み処理について説明する。
マイクロプロセッサ９は、ホスト４からデータ書き込みの指令が来た場合、データ書き込み対象であるＤ部の管理情報が記載されたＣ部を格納するための領域であるＣ部スロット（以後、処理対象Ｃ部スロットと称する。）がキャッシュメモリ７に存在するか否かを確認し、存在していない場合には、キャッシュメモリ７上にＣ部スロットの領域を確保する。

次にマイクロプロセッサ９は、データ書き込み対象であるＤ部の管理情報が記載されたＣ部を含む複数のＣ部の集まりであるＣ部グループ（以後、処理対象Ｃ部グループと称する。）がキャッシュメモリ７に存在するか否かを確認し、存在していない場合には、ディスクユニット３から処理対象Ｃ部グループを読み込んでキャッシュメモリ７上のＣ部スロットに書き込む（以後、ディスクユニット３に記憶されているデータを読み込んでキャッシュメモリ７に書き込む動作のことをステージングと称する。）。

ホスト４からＣ部データを受け取ったマイクロプロセッサ９は、受け取ったＣ部データと、キャッシュメモリ７上のＣ部グループのデータとから、新しいＣ部のデータを作成するとともに、書き込み対象のＤ部の位置を算出する。

マイクロプロセッサ９は、データ書き込み対象であるＤ部を格納するための領域であるＤ部スロット（以後、処理対象Ｄ部スロットと称する。）がキャッシュメモリ７に存在するか否かを確認し、存在していない場合には、キャッシュメモリ７上にＤ部スロットの領域を確保する。

ホスト４からＤ部データを受け取ったマイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７に受け取ったＤ部データと新しく作成したＣ部データとを書き込む。次に、マイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７に新たに書き込んだＤ部より後に、同一トラック上において（キャッシュメモリ７上において、磁気ディスクのトラックが模擬されている）まだＤ部が存在する場合は、その存在するＤ部の管理情報が記載してある、キャッシュメモリ７上のすべてのＣ部のフラグを書き換えて、それらのＤ部データが無効と認識されるようにする。
その後、マイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７上のＣ部のデータとＤ部のデータとをディスクユニット３の磁気ディスク上に書き込む。

（更新書き込み動作）
次に、更新書き込み処理について説明する。
マイクロプロセッサ９は、ホスト４からデータ書き込みの指令が来た場合、処理対象Ｃ部スロットがキャッシュメモリ７に存在するか否かを確認し、存在していない場合には、キャッシュメモリ７上にＣ部スロットの領域を確保する。

次にマイクロプロセッサ９は、処理対象Ｃ部グループがキャッシュメモリ７に存在するか否かを確認し、存在していない場合には、処理対象Ｃ部グループをＣ部スロットにステージングする。
マイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７上のＣ部グループのデータから、書き込み対象のＤ部の位置を算出する。
マイクロプロセッサ９は、処理対象Ｄ部スロットがキャッシュメモリ７に存在するか否かを確認し、存在していない場合には、キャッシュメモリ７上にＤ部スロットの領域を確保する。

ホスト４からＤ部データを受け取ったマイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７に受け取ったＤ部データを書き込む。
その後、マイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７上のＣ部のデータとＤ部のデータとをディスクユニット３の磁気ディスク上に書き込む。

＜従来技術と本願発明とのトラック上のデータ構造の比較＞

本願発明の一実施例の磁気ディスク記憶装置における、磁気ディスクのトラックのデータ配列構造について説明する。図２（Ａ）は、従来の磁気ディスク記憶装置における磁気ディスクのトラックのデータ配列構造である。図２（Ｂ）は、本願発明の磁気ディスク記憶装置における磁気ディスクのトラックのＣ部配列構造である。図２（Ｃ）は、本願発明の磁気ディスク記憶装置における磁気ディスクのトラックのＤ部配列構造である。

図２（Ａ）に示すように、従来のメインフレーム用の磁気ディスク記憶装置においては、１トラックは、１個または複数個のレコードで構成され、１トラックの容量は６４ＫＢである。また、１つのレコードは、論理ボリューム番号、論理トラック番号、当該レコードが有効か無効かを示すフラグなどのレコードの管理情報が記載された固定長のＣ部と、ユーザデータが記載された可変長のＤ部とで構成されている。各レコード間及び、Ｃ部とＤ部との間にはギャップと呼ばれるデータの区切りの領域が存在している。

このため、磁気ディスクのトラック上のデータをステージングする際には、ギャップもステージングするため、磁気ディスクとキャッシュメモリ７との間のデータ転送では、ギャップの転送分だけ高速転送が阻害されていた。

また、キャッシュメモリ７のデータを磁気ディスクに転送する際にも、ギャップも転送するので、上記同様高速転送が阻害されていた。
更に、データ書き込み時において、書き込むＤ部のトラック上の位置を特定するためには、１トラック６４ＫＢ読み込み、６４ＫＢ全体の検索をする必要があり、高速書き込みを阻害する要因となっていた。

そこで、本願発明の磁気ディスク記憶装置においては、図２（Ｂ）、図２（Ｃ）に示すように、Ｃ部とＤ部のペアをレコードとしてトラックに書き込むのではなく、Ｃ部のみを集めて、ギャップを作成せず１トラックに書き込み、また、Ｄ部のみを集めて、ギャップを作成せず１トラックに書き込む。

１レコードのＣ部は、約１６Ｂである。従来の１トラックには、最大で８６レコード作成できるので、従来の１トラックのＣ部すべてを合わせた容量は最大で１６Ｂ×８６レコード＝約１．３ＫＢとなる。ここで、磁気ディスクとキャッシュメモリ７間のデータ転送の最小指示単位は２ＫＢなので、データ転送の最小単位２ＫＢで、従来の１トラックすべてのＣ部情報を表すことができる。よって、１トラックを５６ＫＢとすると、本願発明の磁気ディスク記憶装置における１トラックで従来の２８トラック分のＣ部情報を記憶できる。

従来の１トラック（６４ＫＢ）においては、Ｄ部が確保できる最大容量は１トラック当たり５６ＫＢであった。本願発明の磁気ディスク記憶装置においては、１トラック（５６ＫＢ）において、最大５６ＫＢの容量を確保できる。このように、トラックにギャップを作成しないため、１トラックの容量すべてを無駄なくデータ領域とすることができるとともに、磁気ディスクとキャッシュメモリ７の間のデータ転送において、ギャップを転送しなくてすむのでデータ転送の高速化が可能となる。
また、外部記憶装置５との間でのデータ転送においても、ギャップを転送しなくてすむのでデータ転送の高速化が可能となる。

＜トラック上のデータ構造詳細＞
図３は、本願発明の一実施例の磁気ディスク記憶装置のトラックのデータ構造の詳細について示した図である。
図３に示すように、１トラック５６ＫＢには、２ＫＢのＣ部が２８個作成されている。また、Ｄ部は別のトラックに作成されている。この２ＫＢのＣ部には、１トラック分のＤ部の管理情報が書き込まれている。

Ｃ部に書き込まれているＤ部の管理情報には、管理対象トラックの情報を示すトラック管理情報３５、対象のＤ部が有効か無効かを示すフラグ３１（図３では、Ｆで示す。）、対象Ｄ部のトラック番号及びレコード番号を示すレコードＩＤ３２（図３では、ＣＣＨＨＲで示す。）、対象Ｄ部のトラック上での相対位置を示すセグメント番号３３（図３では、ＳＮで示す。）、対象Ｄ部のデータ長を示すレコード長３４（図３では、ＤＬで示す。）などがある。
トラック管理情報３５には、その管理対象トラックが、どの論理ボリュームの、どの論理トラックであるかを示す情報（ＤＥＶ、ＣＣＨＨ）と、Ｄ部がディスクユニット３の何処に書き込まれているかを示す情報（ＬＵＮ、ＬＢＡ）と、ホームアドレス、レコード０（レコード０は通常８Ｂの０データ）を示す情報とが含まれている。

フラグ３１が有効と示されているＤ部のデータは有効なものとして取り扱われ、フラグ３１が無効と示されているＤ部のデータは無効なものとして取り扱われる。即ち、データを消去する場合は、Ｄ部のデータを０クリアする必要はなく、Ｃ部のフラグ３１を無効とするだけでよい。

また、論理ボリュームのフォーマットにおいても、従来の磁気ディスク記憶装置では、各トラック毎にホームアドレスとレコード０とを書き込んだ後は、その後ろをインデックスマークまで０を書き込む作業を全トラックに行う必要があった。それに対して、本願発明の磁気ディスク記憶装置は、Ｃ部の書き込むのみですむので、フォーマット時間を大幅に短縮することができる。

これにより、Ｄ部の長さを変更する形式書き込みを行った場合において、従来の磁気ディスク記憶装置では、書き込みを行ったＤ部以降は、次のインデックスマークまで０を書き込まなければならなかったが、本願発明の磁気ディスク記憶装置では、書き込みを行ったＤ部以降のＤ部の管理情報を記憶したＣ部のフラグを無効を意味するように書き換えるだけですむ。これにより、書き込み速度を大幅に向上させることができる。

また、データを消去する場合においても、従来は、１トラックのデータを消去するには６４ＫＢの消去が必要であったが、本願発明においては、１トラック分のＣ部である２ＫＢ分のＣ部のフラグを無効と書き換えるだけですむので、大幅な消去速度の高速化が可能となる。

レコードＩＤ３２とセグメント番号３３の情報が分かれば、対象Ｄ部の磁気ディスク上での位置が判明する。即ち、Ｃ部が形成されたトラックを検索するだけで、対象Ｄ部のディスク上での位置を算出することができる。

これにより、データの書き込み時において、従来の磁気ディスク記憶装置では、データを書き込むべきＤ部の位置を求めるためには、１トラック６４ＫＢすべてを読み込み、その中全体を検索する必要があったが、本願発明の磁気ディスク記憶装置では、１トラック分のＣ部である２ＫＢを読み込むだけで、Ｄ部の位置を求めることができる。これにより、書き込み速度を大幅に向上することができる。
レコード長３４で対象Ｄ部のデータ長を規定するので、Ｄ部は、固定長である必要はなく、可変長とすることができる。
また、本発明のトラック構造、キャッシュメモリ上でのデータの読み書き方法を使用することにより、メインフレーム専用の論理ボリュームやディスクコントローラだけでなく、汎用の論理ボリュームや汎用のディスクコントローラを使用することが可能となる。

＜形式書き込み動作フロー＞
形式書き込み動作についてフロー図を用いて更に説明する。図４は、形式書き込み動作フロー図である。
マイクロプロセッサ９は、ホスト４からデータ書き込みの指令が来たとき、処理対象Ｃ部スロットがキャッシュメモリ７に存在するか否かを確認する（Ｓ４０１）。存在していない場合には、キャッシュメモリ７上にＣ部スロットの領域を確保し（Ｓ４０２）、存在する場合はＳ４０３を実行する。

次にマイクロプロセッサ９は、処理対象Ｃ部グループがキャッシュメモリ７に存在するか否かを確認する（Ｓ４０３）。存在していない場合には、ディスクユニット３からキャッシュメモリ７上のＣ部スロットにステージングを行い（Ｓ４０４）、存在する場合は、Ｓ４０５を実行する。

マイクロプロセッサ９は、ホスト４からＣ部データを受信する（Ｓ４０５）。マイクロプロセッサ９は、受け取ったＣ部データと、キャッシュメモリ７上のＣ部グループのデータとから、新しいＣ部のデータを作成する（Ｓ４０６）。マイクロプロセッサ９は、書き込み対象のＤ部の位置を算出する（Ｓ４０７）。

マイクロプロセッサ９は、処理対象Ｄ部スロットがキャッシュメモリ７に存在するか否かを確認する（Ｓ４０８）。存在していない場合には、キャッシュメモリ７上にＤ部スロットの領域を確保し（Ｓ４０９）、存在する場合は、Ｓ４１０を実行する。

マイクロプロセッサ９は、ホスト４からＤ部データを受信する（Ｓ４１０）。マイクロプロセッサ９は、受け取ったＤ部データと新しく作成したＣ部データとをキャッシュメモリ７に書き込む（Ｓ４１１）。

次に、マイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７に新たに書き込んだＤ部より後に、同一トラック上において（キャッシュメモリ７上において、磁気ディスクのトラックが模擬されている）まだＤ部が存在するか否か確認する（Ｓ４１２）。存在する場合は、マイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７上においてその存在するＤ部の管理情報が記載してあるすべてのＣ部のフラグを書き換えて、それらのＤ部データが無効と認識されるようにして（Ｓ４１３）処理を完了し、存在しない場合は、それで処理を完了する。

＜更新書き込み動作フロー＞
更新書き込み動作についてフロー図を用いて更に説明する。図５は、更新書き込み動作フロー図である。
マイクロプロセッサ９は、ホスト４からデータ書き込みの指令が来たとき、処理対象Ｃ部スロットがキャッシュメモリ７上に存在するか否かを確認する（Ｓ５０１）。存在していない場合には、マイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７上にＣ部スロットの領域を確保し（Ｓ５０２）、存在している場合は、Ｓ５０３を実行する。

次にマイクロプロセッサ９は、処理対象Ｃ部グループがキャッシュメモリ７上に存在するか否かを確認する（Ｓ５０３）。存在していない場合には、マイクロプロセッサ９は、処理対象Ｃ部グループをＣ部スロットにステージングし（Ｓ５０４）、存在している場合は、Ｓ５０５を実行する。

マイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７上のＣ部グループのデータから、書き込み対象のＤ部の位置を算出する（Ｓ５０５）。
マイクロプロセッサ９は、処理対象Ｄ部スロットがキャッシュメモリ７に存在するか否かを確認する（Ｓ５０６）。存在していない場合には、マイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７上にＤ部スロットの領域を確保し（Ｓ５０７）、存在している場合は、Ｓ５０８を実行する。
マイクロプロセッサ９は、ホスト４からＤ部データを受信する（Ｓ５０８）。マイクロプロセッサ９は、キャッシュメモリ７に受け取ったＤ部データを書き込む（Ｓ５０９）。

＜トラック初期化動作＞
トラックの初期化動作についてフロー図を用いて説明する。図６は、トラック初期化動作のフロー図である。
マイクロプロセッサ９は、パソコン６により設定されたディスクユニット３のボリューム構成情報を制御装置２内部の設定情報を記憶する手段から取得する（Ｓ６０１）。

マイクロプロセッサ９は、トラック初期化対象のＣ部データを格納するためのＣ部スロットをキャッシュメモリ７上に確保する（Ｓ６０２）。具体的には、２８トラック分のＣ部情報（２ＫＢ×２８トラック＝５６ＫＢ）を１スロットとして確保する。

マイクロプロセッサ９は、確保したＣ部スロットの先頭位置のＣ部グループを処理対象として設定する（Ｓ６０３）。マイクロプロセッサ９は、初期化対象として設定されたＣ部グループの管理情報を作成する（Ｓ６０４）。Ｃ部グループの管理情報としては、論理ボリューム番号、論理トラック番号、論理ブロック番号、ホームアドレス部、レコード０、当該レコードが有効か無効かを示すフラグなどがある。

マイクロプロセッサ９は、作成した管理情報をＳ６０３で設定したＣ部グループに書き込む（Ｓ６０５）。マイクロプロセッサ９は、５６ＫＢ分のＣ部グループを書き込んだか確認し（Ｓ６０６）、まだ書き込んでいない場合はＳ６０７を実行し、書き込んでいた場合はＳ６０８を実行する。

マイクロプロセッサ９は、５６ＫＢ分のＣ部グループをまだ書き込んでいない場合は、Ｃ部スロットにおける処理対象位置を２ＫＢ分進めて再設定し（Ｓ６０７）、Ｓ６０４から実行する。マイクロプロセッサ９は、５６ＫＢ分のＣ部グループを書き込んだ場合は、キャッシュメモリ７上のＣ部スロットを次の２８トラック分のＣ部情報のスロットに更新する（Ｓ６０８）。
マイクロプロセッサ９は、最終トラックまで初期化処理が完了したか確認し（Ｓ６０９）、完了していない場合は、Ｓ６０３から実行し、完了していた場合は処理を終了する。
このように、磁気ディスクの初期化において、Ｄ部をすべて０クリアする必要がなく、Ｃ部のみを書き込めばよいので、高速な初期化が可能となる。

以上、本発明の磁気ディスク記憶装置について、具体的な実施の形態を示して説明したが、本発明はこれらに限定されるものではない。当業者であれば、本発明の要旨を逸脱しない範囲内において、上記各実施形態における制御装置の構成及び機能に様々な変更・改良を加えることが可能である。

例えば、本発明の制御装置が行う処理は、コンピュータ上の記録装置に記録されたプログラムによって、実施することができ、本発明の課題を解決して、同様の作用効果を奏することができる。

本発明の磁気ディスク記憶装置は、ＣＰＵ、メモリ、補助記録装置等を含むハードウェア資源上に構築されたアプリケーション、データベース、入出力インターフェース等によって実現されるものであり、磁気ディスクへのデータの書き込み、磁気ディスクからのデータの読み込みという情報処理が上記のハードウェア資源を用いて具体的に実現されるものであるから、自然法則を利用した技術的思想に該当するものであり、コンピュータを使用する分野において、特にハードディスクを使用する分野においてはどの分野でも利用することができるものである。

本発明の一実施形態に係る磁気ディスク記憶装置の構成図である。 （Ａ）従来の磁気ディスク記憶装置における磁気ディスクのトラックのデータ配列構造である。 （Ｂ）本願発明の磁気ディスク記憶装置における磁気ディスクのトラックのＣ部配列構造である。 （Ｃ）本願発明の磁気ディスク記憶装置における磁気ディスクのトラックのＤ部配列構造である。 本願発明の一実施形態に係る磁気ディスク記憶装置のトラックのデータ構造詳細について示した図である。 形式書き込み動作フロー図である。 更新書き込み動作フロー図である。 トラック初期化動作のフロー図である。

符号の説明

１ 磁気ディスク記憶装置
２ 制御装置
３ ディスクユニット
４ ホスト
５ 外部記憶装置
６ パソコン
７ キャッシュメモリ
９ マイクロプロセッサ
１０ Ｃ部スロット
１１ Ｃ部グループ
１２ Ｄ部スロット
１３ Ｄ部グループ
１４ マイクロプロセッサ
３１ フラグ
３２ レコードＩＤ
３３ セグメント番号
３４ レコード長
３５ トラック管理情報

Claims (4)

1. １個以上の磁気ディスクと、前記磁気ディスクを制御する制御装置と、を備えた磁気ディスク記憶装置であって、
   磁気ディスク上において、
   ユーザデータが記憶されたデータ領域であるＤ部で構成されたトラックと、
   前記Ｄ部のディスク上での位置を示す情報、前記Ｄ部の情報が有効か無効かを示す情報であるＦフラグ、及び前記Ｄ部のデータ長を示す情報、が記憶されたデータ領域であるＣ部で構成されたトラックと、を有し、
   前記Ｄ部で構成されたトラックには、Ｃ部を有さず、
   前記Ｃ部で構成されたトラックには、Ｄ部を有さず、
   前記Ｄ部のデータ長を変更するデータの書き込みを行う場合には、前記制御装置は、前記データの書き込み後、前記データを書き込んだ前記Ｄ部以降のＤ部を管理するＣ部のＦフラグの示す情報を無効に書き換えること、
   を特徴とする磁気ディスク記憶装置。
2. データを前記磁気ディスクに書き込む場合において、
   前記制御装置は、前記Ｃ部の書き込まれたトラック内のＣ部を検索することによって、前記データを書き込むべきディスク上のＤ部の位置を見出すこと、
   を特徴とする請求項１に記載の磁気ディスク記憶装置。
3. 前記磁気ディスクの初期化において、
   前記制御装置は、前記Ｄ部をクリアすることなく、前記Ｃ部のみ前記磁気ディスクに書き込むこと、
   を特徴とする請求項１または２に記載の磁気ディスク記憶装置。
4. 前記磁気ディスク上の同一トラックに存在する複数の前記Ｄ部において、隣り合うＤ部との間には、データ間の隙間であるギャップが存在せず、
   前記磁気ディスク上の同一トラックに存在する複数の前記Ｃ部においても、隣り合うＣ部との間には、データ間の隙間であるギャップが存在しないこと、
   を特徴とする請求項１から３の何れか１項に記載の磁気ディスク記憶装置。

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