JP3080521B2 - ディスク装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ディスク装置に係わ
り、特に、上位装置であるホストシステム（ホスト制御
手段）からディスク装置に対して読み出し要求されるデ
ータを予測し、これらのデータを予めディスク装置内の
記憶手段に保存させるように動作制御されるディスク装
置に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、前述のような動作制御が行われる
ディスク装置、即ち、先読みを行うルックアヘッド制御
ディスク装置においては、ディスク装置からホスト制御
手段に転送させたデータをディスク装置内のキャッシュ
メモリ（記憶手段）に保存させておき、ホスト制御手段
からディスク装置に対してデータの読み出し要求があっ
た場合に、その要求されたデータが前記キャッシュメモ
リ内に保存されているときには、そのキャッシュメモリ
から当該データの読み出しを行ってホスト制御手段に転
送させ、一方、その要求されたデータが前記キャッシュ
メモリに保存されていなかったときには、新たにディス
クから当該データの読み出しを行ってホスト制御手段に
転送させるように動作制御するもの（以下、これを第１
動作制御手段という）、及び、ディスク装置からホスト
制御手段に転送させたデータの次のデータが、次回にホ
スト制御手段からディスク装置に対して読み出し要求さ
れるであろうことを推測し、常時、ホスト制御手段に転
送させたデータの次のデータをディスク装置内のキャッ
シュメモリに保存させるように動作制御するもの（以
下、これを第２動作制御手段という）の２つの動作制御
手段が知られていた。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、前記既
知の第１動作制御手段及び前記既知の第２動作制御手段
においては、ともに、ディスク装置内のキャッシュメモ
リ（記憶手段）に保存されるべきデータがそれぞれ一義
的に定められるものであるため、ホスト制御手段からデ
ィスク装置に対して読み出し要求されるデータが前記キ
ャッシュメモリ内に保存されている確率（ヒット率）を
ある程度以上に高くすることはできず、そのヒット率に
自ずと限界があるという問題があった。

【０００４】本発明は、前述の問題点を除去するもので
あって、その目的は、ホスト制御手段からディスク装置
に対して読み出し要求されるデータが記憶手段内に保存
されている確率（ヒット率）を向上させるようにしたデ
ィスク装置を提供することである。

【０００５】

【課題を解決するための手段】前記目的を達成するため
に、本発明によるディスク装置は、ホスト制御手段から
供給される読み出しコマンドに基づき、ディスクに記録
されたデータを読み出す読み出し手段と、前記読み出さ
れたデータを前記ホスト制御手段に転送する転送手段
と、前記ホスト制御手段が次に送出する読み出しコマン
ドを推測する推測手段と、この推測手段の出力により前
記ディスクに記録された情報を先読みする先読み手段
と、１つ以上の分割セグメントからなり、前記先読み手
段及び／または前記読み出し手段によって読み出された
データを記録する記憶手段と、装置全体を制御動作する
制御手段とを有するものであって、前記推測手段は、前
回受信したコマンドと今回受信したコマンドがともに読
み出しコマンドであるかの第１の判別を行い、前記第１
の判別の肯定時に、前回受信した読み出しコマンドの終
了アドレスと今回受信した読み出しコマンドの先頭アド
レスとに連続性があるかの第２の判別を行い、前記第２
の判別の肯定時及び否定時のそれぞれについて、今回受
信したコマンドの先頭アドレスが前記記憶手段のいずれ
かの分割セグメントにヒットしたかの第３の判別を行
い、前記第３の判別の肯定時に、今回受信した読み出し
コマンドで要求された全セクタ数のデータが前記記憶手
段の各分割セグメントの蓄積データでカバーできるかの
第４の判別を行い、前記第４の判別の肯定時に、前記要
求された全セクタ数のデータサイズが前記各分割セグメ
ントの蓄積データサイズより小さいかの第５の判別を行
い、前記第５の判別の肯定時に、前記転送手段が前記蓄
積データを前記記憶手段から読み出して前記ホスト制御
手段に転送する手段を具備する。

【０００６】

【作用】前記手段によれば、前回の読み出しコマンドに
基づくデータに対して、連続したデータの読み出し要求
があったときだけでなく、コアテストのような非連続な
（ランダム／繰返し）データの読み出し要求があったと
きにおいても、ヒットデータをキャッシュメモリ（記憶
手段）から読み出し、ホスト制御システム（ホスト制御
手段）側に転送させるようにしているので、ホスト制御
システム（ホスト制御手段）から読み出し要求されるデ
ータのヒット率、すなわち、キャッシュメモリ（記憶手
段）に蓄積されている確率を高め、ディスク装置におけ
る処理の速度を向上させることができる。

【０００７】

【実施例】以下、本発明の実施例を図面を用いて詳細に
説明する。

【０００８】図１は、本発明によるディスク装置の一実
施例の構成を示すブロック構成図である。

【０００９】図１において、１は磁気ディスク装置（Ｈ
ＤＡ）、２はデータ・バッファとなるキャッシュメモリ
（記憶手段）、３は制御部（制御手段）、４はリード
（読み出し）動作制御部（読み出し手段）、５はホスト
・バッファ間データ転送制御部（転送手段）、６はコマ
ンド解析部（推測手段）、６ａはリード（読み出し）コ
マンド判別部（第１の判別手段）、６ｂはアドレス連続
関係判別部（第２の判別手段）、７はキャッシュデータ
検索部、７ａはセグメント判別部（第３の判別手段）、
７ｂは全データ有無判別部（第４の判別手段）、７ｃは
サイズ判別部（第５の判別手段）、８はキャッシュデー
タ管理テーブル、９は先読みデータ決定部、１０はホス
ト制御システム（ホスト制御手段）である。なお、先読
みは、先読みデータ決定部９にて定められたデータを制
御部３の制御に基づき、リード動作制御部４が行う。即
ち、先読み手段は、制御部３、リード動作制御部４及び
先読みデータ決定部９により構成される。

【００１０】そして、磁気ディスク装置１は、データが
記録及び再生される磁気ディスク（図示なし）を備え、
リード動作制御部４の制御によって、前記磁気ディスク
から所定の記録データの読み出しが行われる。キャッシ
ュメモリ２は、後で詳しく述べるように、複数のセグメ
ントに分割されており、その分割セグメント数及び各セ
グメントサイズ（容量）が変更できるものであって、前
記磁気ディスクから読み出されたデータが一時的に蓄積
され、ホスト・バッファ間データ転送制御部５の制御に
よって、前記一時蓄積データがホスト制御システム１０
に転送される。

【００１１】また、コマンド解析部６は、リードコマン
ド判別部６ａ、アドレス連続関係判別部６ｂを備えてお
り、ホスト制御システム１０からのコマンドの解析を行
う機能と、リードコマンド判別部６ａ及びアドレス連続
関係判別部６ｂの判別結果に基づいて、ホスト制御シス
テム１０から前回受信したリードコマンドに続いて次も
リードコマンドを受信することを推測する機能を有す
る。ここで、前記リードコマンド判別部６ａは、前回受
信したコマンドと今回受信したコマンドがともにリード
コマンドであるか否かの判別を行い、前記アドレス連続
関係判別部６ｂは、前回のリードコマンドの終了アドレ
スと今回のリードコマンドの先頭アドレスとの連続関係
があるか否かを判別する。キャッシュデータ検索部７
は、セグメント判別部７ａ、全データ有無判別部７ｂ、
サイズ判別部７ｃを備え、キャッシュデータ管理テーブ
ル８と協動して、前記セグメント判別部７ａは、今回の
リードコマンドの先頭アドレスがキャッシュメモリ２の
いずれかのセグメントにあるかを判別し、前記全データ
有無判別部７ｂは、今回のリードコマンドにより読み出
しが要求された全セクタ数のデータがセグメント内に蓄
積されているデータでカバーできるか否かを判別し、前
記サイズ判別部７ｃは、前記セグメント判別部７ａの判
別結果に係りなく、今回のリードコマンドにより読み出
しが要求された全セクタ数のデータのサイズと分割され
たセグメントサイズとを比較判別する。

【００１２】さらに、先読みデータ決定部９は、コマン
ド解析部６で行われた前記リードコマンドの到来の推測
に基づいて、リード動作制御部４を介して前記磁気ディ
スクに記憶されているデータの先読みを行い、その先読
みデータをキャッシュメモリ２に転送させる。制御部３
は、このディスク装置の全体的な動作制御を受け持つも
のである。

【００１３】続く、図２は、キャッシュメモリ２におけ
るセグメント分割状態の一例を示す説明図であって、
（ａ）はセグメント分割例、（ｂ）はセグメント数／サ
イズ変更例を示している。

【００１４】図２（ａ）に示すように、キャッシュメモ
リ２は、例えば、バッファサイズ２５６ＫＢ（キロバイ
ト）がセグメント管理されており、それぞれサイズ６４
ＫＢの４つのセグメントＳＥＧ．０乃至ＳＥＧ．３に分
割されて、各セグメントＳＥＧ．０乃至ＳＥＧ．３がそ
れぞれ一単位となってリードキャッシュ／ルックアヘッ
ドに割り当てられる。ディスク装置は、ホスト制御シス
テム１０からセットフューチャ(Set Features)コマンド
を受けると、制御部３の制御に基づき、図２（ｂ）に示
すように、そのコマンドの内容に応じてキャッシュメモ
リ２のセグメント数／セグメントサイズ（容量）が適宜
変更されるが、ホスト制御システム１０から図２（ｂ）
に示すセグメント数以外の数の指定があったときには、
キャッシュメモリ２は、そのセグメント数の変更要求を
拒否し、現状のセグメント数を保持し続ける。

【００１５】なお、セグメント分割状態は、当然、キャ
ッシュデータ管理テーブル８へもその情報が送られるよ
うになっている。

【００１６】また、キャッシュメモリ２は、以下に述べ
るようないくつかの規則に従って運用される。第１に、
ホスト制御システム１０からのリードコマンドで指定さ
れたデータブロック数（要求された全セクタのデータサ
イズ）が、キャッシュメモリ２のセグメントサイズを越
えているときは、２つ以上のセグメントが使用されるこ
とはなく、１つのセグメントがリングバッファ形式で使
用される。第２に、各セグメント内容は、常時、古いも
のから順に破棄される（ＬＲＵ方式）。第３に、リード
キャッシュ／ルックアヘッドが破棄される条件は、．
リセット時、．コマンドによりセグメント数が変更さ
れたとき、．コマンド等によりルックアヘッドが禁止
されたとき、．リードロング(Read Long)、ライトロ
ング(Write Long)、フォーマット(Format)、ライトバッ
ファ(Write Buffer)コマンド実行時、．診断(Diagnos
tec )コマンド実行時、．ライト(Write)コマンドの指
定アドレスがバッファ内データアドレスと重なったとき
であって、この内、前記乃至の場合は全セグメント
が破棄され、前記の場合は該当セグメントのみが破棄
される。

【００１７】次に、図３及び図４は、本実施例のディス
ク装置において実行される各種の判別機能を示すフロー
チャートであって、図３はその一部であり、図４はその
残りの一部である。なお、このフローチャートは、図３
及び図４に図示のように、２つの図面に分割されている
が、実際は図３に図示の矢印及び二重矢印の部分が図４
に図示の矢印及び二重矢印の部分にそれぞれ接続される
ものである。

【００１８】ここで、図３及び図４に図示されたフロー
チャートに基づいて、本実施例のディスク装置の全体的
な動作について説明するが、ここでは、ディスク装置が
ホスト制御システム１０から前回のコマンドを受信して
おり、ディスク装置は、そのコマンドに対応したデータ
処理を行った後に、ホスト制御システム１０から引き続
いて今回再びコマンドを受信したものとして説明を行
う。

【００１９】まず、ステップＳ１において、コマンド解
析部６は、今回受信したコマンドがリードコマンドであ
るか否かを判断し、リードコマンドであると判断した
（Ｙ）ときには、次のステップＳ２に移行し、リードコ
マンド以外のコマンドであると判断した（Ｎ）ときに
は、そのコマンドの内容に従ったデータ処理等が行われ
る。

【００２０】次に、ステップＳ２において、リードコマ
ンド判別部６ａは、前回受信したコマンドが今回受信し
たコマンドと同様のリードコマンドであるか否かを判断
し、リードコマンドであると判断した（Ｙ）ときには、
次のステップＳ３に移行し、リードコマンド以外のコマ
ンドであると判断した（Ｎ）ときには、別のステップＳ
７に移行する。

【００２１】続く、ステップＳ３において、アドレス連
続関係判別部６ｂは、前回受信したリードコマンドの終
了アドレスと今回受信したリードコマンドの先頭アドレ
スとの間が連続（シーケンシャル）関係であるか否かを
判断し、連続関係であると判断した（Ｙ）ときには、次
のステップＳ４に移行し、連続関係がないと判断した
（Ｎ）ときには、前記別のステップＳ７に移行する。

【００２２】次いで、ステップＳ４において、セグメン
ト判別部７ａは、今回受信したリードコマンドの先頭ア
ドレスがキャッシュメモリ２内のいずれかのキャッシュ
セグメントにヒットしているか否かを判断し、前記先頭
アドレスがいずれかのキャッシュセグメントにヒットし
ていると判断した（Ｙ）ときには、次のステップＳ５に
移行し、前記先頭アドレスがいずれのキャッシュセグメ
ントにもヒットしていないと判断した（Ｎ）ときには、
以下に挙げる第４のデータ処理が行われる。

【００２３】続いて、ステップＳ５において、全データ
有無判別部７ｂは、今回受信したリードコマンドにより
読み出し要求された全セクタ数のデータが既にキャッシ
ュセグメント内に蓄積されているデータでカバーできる
か否かを判断し、全セクタ数のデータが一つのセグメン
ト内に蓄積されているデータでカバーできると判断した
（Ｙ）ときには、次のステップＳ６に移行し、セグメン
ト内に蓄積されているデータでカバーできないと判断し
た（Ｎ）ときには、以下に挙げる第３のデータ処理が行
われる。

【００２４】続く、ステップＳ６において、サイズ判別
部７ｃは、今回受信したリードコマンドにより読み出し
要求された全セクタ数のデータのサイズが分割されたセ
グメントサイズよりも少ないか否かを判断し、全セクタ
数のデータサイズがセグメントサイズよりも少ないと判
断した（Ｙ）ときには、以下に述べる第１のデータ処理
が行われ、全セクタ数のデータサイズがセグメントサイ
ズに等しいと判断した（Ｎ）ときには、以下に挙げる第
２のデータ処理が行われる。

【００２５】また、前記別のステップＳ７において、セ
グメント判別部７ａは、今回受信したリードコマンドの
先頭アドレスがキャッシュメモリ２内のいずれかのキャ
ッシュセグメントにヒットしているか否かを判断し、前
記先頭アドレスがいずれかのキャッシュセグメントにヒ
ットしていると判断した（Ｙ）ときには、次のステップ
Ｓ８に移行し、前記先頭アドレスがいずれのキャッシュ
セグメントにもヒットしていないと判断した（Ｎ）とき
には、他のステップＳ１１に移行する。

【００２６】続いて、ステップＳ８において、全データ
有無判別部７ｂは、今回受信したリードコマンドにより
要求された全セクタ数のデータが既にキャッシュセグメ
ント内に蓄積されているデータでカバーできるか否かを
判断し、全セクタ数のデータが一つのセグメント内に蓄
積されているデータでカバーできると判断した（Ｙ）と
きには、次のステップＳ９に移行し、セグメント内に蓄
積されているデータでカバーできないと判断した（Ｎ）
ときには、他のステップＳ１０に移行する。

【００２７】続く、ステップＳ９において、サイズ判別
部７ｃは、今回受信したリードコマンドにより要求され
た全セクタ数のデータのサイズが分割されたセグメント
サイズよりも少ないか否かを判断し、全セクタ数のデー
タサイズがセグメントサイズよりも少ないと判断した
（Ｙ）ときには、以下に挙げる第５のデータ処理が行わ
れ、全セクタ数のデータサイズがセグメントサイズに等
しいと判断した（Ｎ）ときには、以下に挙げる第６のデ
ータ処理が行われる。

【００２８】さらに、前記他のステップＳ１０におい
て、サイズ判別部７ｃは、今回受信したリードコマンド
により要求された全セクタ数のデータのサイズと分割さ
れたセグメントサイズとの比較を行い、その比較の結
果、全セクタ数のデータサイズがセグメントサイズより
少ないときには、以下に挙げる第７のデータ処理が行わ
れ、全セクタ数のデータサイズがセグメントサイズに等
しいときには、以下に挙げる第８のデータ処理が行わ
れ、全セクタ数のデータサイズがセグメントサイズより
大きいときには、以下に挙げる第９のデータ処理が行わ
れる。

【００２９】最後に、前記他のステップＳ１１におい
て、サイズ判別部７ｃは、今回受信したリードコマンド
により要求された全セクタ数のデータのサイズと分割さ
れたセグメントサイズとの比較を行い、その比較の結
果、全セクタ数のデータサイズがセグメントサイズより
少ないときには、以下に挙げる第１０のデータ処理が行
われ、全セクタ数のデータサイズがセグメントサイズに
等しいときには、以下に挙げる第１１のデータ処理が行
われ、全セクタ数のデータサイズがセグメントサイズよ
り大きいときには、以下に挙げる第１２のデータ処理が
行われる。

【００３０】ここにおいて、前記第１乃至第１２の各デ
ータ処理について説明する。

【００３１】始めに、前記第１のデータ処理は、今回受
信したコマンドが前回受信したコマンドと同様にリード
コマンドであり、前回受信したリードコマンドの終了ア
ドレスと今回受信したリードコマンドの先頭アドレスと
の間に連続（シーケンシャル）関係があり、今回受信し
たリードコマンドの先頭アドレスがキャッシュメモリ２
内のいずれかのキャッシュにヒットしており、今回受信
したリードコマンドにより読み出し要求された全セクタ
数のデータが既にセグメント内に蓄積されているデータ
でカバーでき、しかも、今回受信したリードコマンドに
より読み出し要求された全セクタ数のデータサイズが分
割されたセグメントサイズよりも少ない場合であって、
この場合にはリードコマンドの開始アドレスから終了ア
ドレスまでがヒットした完全ヒット状態になり、ホスト
・バッファ間データ転送制御部５は、このヒットデータ
をキャッシュメモリ２から読み出し、ホスト制御システ
ム１０側に転送する。このとき、前記リードコマンドは
連続関係にあるので、リードコマンドに基づきデータを
ホスト制御システム１０側に転送しながら、セグメント
内の格納済（ＬＡＨ済）のキャッシュ終了位置からコマ
ンド終了位置（リード要求終了位置）までを追加ルック
アヘッド（ＬＡＨ）する。

【００３２】この第１のデータ処理におけるセグメント
内の格納データの状態の一例を図６に示す。図６
（ａ）、（ｂ）はそれぞれデータ転送前と後の状態であ
り、図中、Ｓはキャッシュの開始ポインタを示し、Ｒは
今回のリードコマンドで要求のあったデータの格納され
ている領域を示す。この例では、Ｓを開始点として、１
セグメント全体にわたって、キャッシュデータが格納さ
れており、開始ポインタＳとリードコマンドで要求のあ
った開始アドレスが位置Ａで一致しており、位置Ｂが終
了アドレス（コマンド終了位置）である。ホスト・バッ
ファ間データ転送制御部５は、位置Ａから位置Ｂまでの
ヒットデータをホスト制御システム１０側に転送しなが
ら、キャッシュ終了位置を示す位置Ａから位置Ｂまでを
追加ＬＡＨする。このとき、開始ポインタＳは、位置Ａ
から位置Ｂに移される。なお、開始ポインタＳの位置
は、キャッシュデータ管理テーブル８で管理されてい
る。

【００３３】次いで、前記第２のデータ処理は、今回受
信したコマンドが前回受信したコマンドと同様にリード
コマンドであり、前回受信したリードコマンドの終了ア
ドレスと今回受信したリードコマンドの先頭アドレスと
の間に連続関係があり、今回受信したリードコマンドの
先頭アドレスがキャッシュメモリ２内のいずれかのキャ
ッシュにヒットしており、今回受信したリードコマンド
により読み出し要求された全セクタ数のデータが既にセ
グメント内に蓄積されているデータでカバーでき、しか
も、今回受信したリードコマンドにより読み出し要求さ
れた全セクタ数のデータサイズが分割されたセグメント
サイズに等しい場合であって、この場合にも、リードコ
マンドの開始アドレスから終了アドレスまでがヒットし
た完全ヒット状態になり、ホスト・バッファ間データ転
送制御部５は、このヒットデータをキャッシュメモリ２
から読み出し、ホスト制御システム１０側に転送する。
このとき、前記リードコマンドが連続関係にあるので、
リードコマンドに基づきデータをホスト制御システム１
０側に転送しながら、セグメント内のキャッシュ終了位
置からコマンド終了位置までのセグメントサイズ分を追
加ルックアヘッド（ＬＡＨ）する。なお、このとき、要
求された全セクタ数のデータサイズとセグメントサイズ
が等しいため、開始ポインタＳの位置に変化はない。

【００３４】続く、前記第３のデータ処理は、今回受信
したコマンドが前回受信したコマンドと同様にリードコ
マンドであり、前回受信したリードコマンドの終了アド
レスと今回受信したリードコマンドの先頭アドレスとの
間に連続関係があり、今回受信したリードコマンドの先
頭アドレスがキャッシュメモリ２内のいずれかのキャッ
シュにヒットしているが、今回受信したリードコマンド
により読み出し要求された全セクタ数のデータサイズが
既にセグメント内に蓄積されているデータでカバーでき
ない場合であって、この場合には、リードコマンドの開
始から途中までがヒットした前半ヒット状態になり、ホ
スト・バッファ間データ転送制御部５は、このヒットし
ている部分のデータをキャッシュメモリ２から読み出
し、ホスト制御システム１０側に転送しながら、リード
動作制御部４は、ヒットしていない残りのデータを磁気
ディスク装置１から個別に読み出し、セグメント内のデ
ータにリングバッファ形式で追加しながらホスト制御シ
ステム１０側に転送する。このときは、ホスト制御シス
テム１０側にデータを転送した後に、コマンド終了位置
を始点として次の先頭ブロック（セクタ）から始まるデ
ータの１セグメント分をルックアヘッド（ＬＡＨ）す
る。

【００３５】次いで、前記第４のデータ処理は、今回受
信したコマンドが前回受信したコマンドと同様にリード
コマンドであり、前回受信したリードコマンドの終了ア
ドレスと今回受信したリードコマンドの先頭アドレスと
の間に連続関係があるが、今回受信したリードコマンド
の先頭アドレスがキャッシュメモリ２内のいずれかのキ
ャッシュにヒットしていない場合であって、この場合に
は、仮に、リードコマンドの中間部分がヒットしていて
もコマンドの開始からヒットしないノーヒット状態と判
定し、ＬＲＵ方式により最も古いデータが格納されてい
るセグメント（セグメント内データ）が破棄され、リー
ド動作制御部４は、要求のあったヒットしていないデー
タを磁気ディスク装置１から前記データの破棄されたセ
グメント内に読み込みながら、ホスト制御システム１０
側に転送する。このとき、ホスト制御システム１０側に
データを転送させた後は、次の先頭ブロックから１つの
セグメント全領域をルックアヘッド（ＬＡＨ）する。

【００３６】続いて、前記第５のデータ処理は、前回受
信したコマンドが今回受信したコマンドと同じリードコ
マンドでないかまたは前回受信したリードコマンドの終
了アドレスと今回受信したリードコマンドの先頭アドレ
スとの間に連続関係でない、即ち、ランダムもしくはリ
ピート関係を有しており、今回受信したリードコマンド
の先頭アドレスがキャッシュメモリ２内のいずれかのキ
ャッシュにヒットしており、今回受信したリードコマン
ドにより読み出し要求された全セクタ数のデータが既に
セグメント内に蓄積されているデータでカバーでき、し
かも、今回受信したリードコマンドにより読み出し要求
された全セクタ数のデータサイズが分割されたセグメン
トサイズよりも少ない場合であって、この場合にはリー
ドコマンドの開始から終了までがヒットした完全ヒット
状態になり、ホスト・バッファ間データ転送制御部５
は、このヒットデータをキャッシュメモリ２から読み出
し、ホスト制御システム１０側に転送する。ただし、こ
のときは転送したデータをセグメント内に残しておき、
ルックアヘッド（ＬＡＨ）しない。これはディスク装置
の性能を評価するために、次も同じ先頭アドレスと終了
アドレスでリードコマンドをホスト制御システム１０が
送出するコアテストと呼ばれるテストを、ホスト制御シ
ステム１０が行っている可能性が高いためである。

【００３７】次に、前記第６のデータ処理は、前回受信
したコマンドが今回受信したコマンドと同じリードコマ
ンドでないかまたは前回受信したリードコマンドの終了
アドレスと今回受信したリードコマンドの先頭アドレス
との間に連続関係でない、即ち、ランダムもしくはリピ
ート関係を有しており、今回受信したリードコマンドの
先頭アドレスがキャッシュメモリ２内のいずれかのキャ
ッシュにヒットしており、今回受信したリードコマンド
により読み出し要求された全セクタ数のデータが既にセ
グメント内に蓄積されているデータでカバーでき、その
上に、今回受信したリードコマンドにより読み出し要求
された全セクタ数のデータサイズが分割されたセグメン
トサイズに等しい場合であって、この場合には、前記第
５のデータ処理と同様に、リードコマンドの開始から終
了までがヒットした完全ヒット状態になり、ホスト・バ
ッファ間データ転送制御部５は、このヒットデータをキ
ャッシュメモリ２から読み出し、ホスト制御システム１
０側に転送する。ただし、このときもコアテストの可能
性が高いため、転送したデータをセグメントに残してお
き、ルックアヘッド（ＬＡＨ）しない。

【００３８】続く、前記第７のデータ処理は、前回受信
したコマンドが今回受信したコマンドと同じリードコマ
ンドでないかまたは前回受信したリードコマンドの終了
アドレスと今回受信したリードコマンドの先頭アドレス
との間に連続関係でない、即ち、ランダムもしくはリピ
ート関係を有しており、今回受信したリードコマンドの
先頭アドレスがキャッシュメモリ２内のいずれかのキャ
ッシュにヒットしているが、今回受信したリードコマン
ドにより読み出し要求された全セクタ数のデータが既に
セグメント内に蓄積されているデータでカバーできず、
しかも、今回受信したリードコマンドにより読み出し要
求された全セクタ数のデータサイズが分割されたセグメ
ントサイズより少ない場合であって、この場合には、リ
ードコマンドの開始から途中までがヒットした前半ヒッ
ト状態になり、ホスト・バッファ間データ転送制御部５
は、このヒットしている部分のデータをキャッシュメモ
リ２から読み出し、ホスト制御システム１０側に転送
し、また、リード動作制御部４は、ヒットしていない残
りのデータを磁気ディスク装置１から個別に読み出し、
セグメント内のデータにリングバッファ形式で追加しな
がらホスト制御システム１０側に転送する。このとき
は、コマンドサイズ（リードコマンドにより要求のあっ
た全データ）の全てをキャッシュ化し、セグメント内の
他の領域にルックアヘッド（ＬＡＨ）する。即ち、前半
ヒット部分及びホスト制御システム１０側に転送するた
めに追加したデータをセグメント内にキャッシュとして
残し、ＬＡＨの量をセグメント内の残りのサイズ分とす
る。

【００３９】次に、前記第８のデータ処理は、前回受信
したコマンドが今回受信したコマンドと同じリードコマ
ンドでないかまたは前回受信したリードコマンドの終了
アドレスと今回受信したリードコマンドの先頭アドレス
との間に連続関係でない、即ち、ランダムもしくはリピ
ート関係を有しており、今回受信したリードコマンドの
先頭アドレスがキャッシュメモリ２内のいずれかのキャ
ッシュにヒットしているが、今回受信したリードコマン
ドにより読み出し要求された全セクタ数のデータが既に
セグメント内に蓄積されているデータでカバーできず、
しかも、今回受信したリードコマンドにより読み出し要
求された全セクタ数のデータサイズが分割されたセグメ
ントサイズに等しい場合であって、この場合にも、リー
ドコマンドの開始から途中までがヒットした前半ヒット
状態になり、ホスト・バッファ間データ転送制御部５
は、このヒットしている部分のデータをキャッシュメモ
リ２から読み出し、ホスト制御システム１０側に転送
し、また、リード動作制御部４は、ヒットしていない残
りのデータを磁気ディスク装置１から個別に読み出し、
セグメント内のデータにリングバッファ形式で追加しな
がらホスト制御システム１０側に転送する。ただし、こ
のときはルックアヘッド（ＬＡＨ）しない。これは、前
半ヒット部分とホスト制御システム１０側に転送するた
めに追加したデータをキャッシュとして、セグメント内
に残すと、セグメント内に空き領域がなくなるためであ
る。

【００４０】次いで、前記第９のデータ処理は、前回受
信したコマンドが今回受信したコマンドと同じリードコ
マンドでないかまたは前回受信したリードコマンドの終
了アドレスと今回受信したリードコマンドの先頭アドレ
スとの間に連続関係でない、即ち、ランダムもしくはリ
ピート関係を有しており、今回受信したリードコマンド
の先頭アドレスがキャッシュメモリ２内のいずれかのキ
ャッシュにヒットしているが、今回受信したリードコマ
ンドにより読み出し要求された全セクタ数のデータが既
にセグメント内に蓄積されているデータでカバーでき
ず、しかも、今回受信したリードコマンドにより読み出
し要求された全セクタ数のデータサイズが分割されたセ
グメントサイズよりも大きい場合であって、この場合に
は、前記第３のデータ処理と同様に、リードコマンドの
開始から途中までがヒットした前半ヒット状態になり、
ホスト・バッファ間データ転送制御部５は、このヒット
している部分のデータをキャッシュメモリ２から読み出
し、ホスト制御システム１０側に転送しながら、リード
動作制御部４は、ヒットしていない残りのデータを磁気
ディスク装置１から個別に読み出し、セグメント内のデ
ータにリングバッファ形式で追加しながらホスト制御シ
ステム１０側に転送する。このときは、ホスト制御シス
テム１０側にデータを転送した後に、コマンド終了位置
に相当するセグメントの位置を始点とし、次の先頭ブロ
ック（セクタ）から１セグメント分をルックアヘッド
（ＬＡＨ）する。

【００４１】続く、前記第１０のデータ処理は、前回受
信したコマンドが今回受信したコマンドと同じリードコ
マンドでないかまたは前回受信したリードコマンドの終
了アドレスと今回受信したリードコマンドの先頭アドレ
スとの間に連続関係でない、即ち、ランダムもしくはリ
ピート関係を有しており、今回受信したリードコマンド
の先頭アドレスがキャッシュメモリ２内のいずれのキャ
ッシュにもヒットしておらず、しかも、今回受信したリ
ードコマンドにより読み出し要求された全セクタ数のデ
ータサイズが分割されたセグメントサイズより少ない場
合であって、この場合には、仮に、リードコマンドの中
間部分がヒットしていてもコマンドの開始からヒットし
ないノーヒット状態とし、ＬＲＵ方式によりセグメント
は最も古いデータが格納されているものから破棄され、
リード動作制御部４は、要求のあったヒットしていない
データを磁気ディスク装置１から前記データの破棄され
たセグメント内に読み込ながら、ホスト制御システム１
０側に転送する。このとき、コマンドサイズを全てキャ
ッシュ化するためにホスト制御システム１０側に転送さ
せたデータをセグメント内に残し、セグメント内の他の
領域をルックアヘッド（ＬＡＨ）する。

【００４２】続いて、前記第１１のデータ処理は、前回
受信したコマンドが今回受信したコマンドと同じリード
コマンドでないかまたは前回受信したリードコマンドの
終了アドレスと今回受信したリードコマンドの先頭アド
レスとの間に連続関係でない、即ち、ランダムもしくは
リピート関係を有しており、今回受信したリードコマン
ドの先頭アドレスがキャッシュメモリ２内のいずれのキ
ャッシュにもヒットしておらず、しかも、今回受信した
リードコマンドにより読み出し要求された全セクタ数の
データサイズが分割されたセグメントサイズに等しい場
合であって、この場合には、前記第１０のデータ処理と
同様に、コマンドの開始からヒットしないノーヒット状
態になり、ＬＲＵ方式によりセグメントは最も古いデー
タが格納されているものから破棄され、リード動作制御
部４は、要求のあったヒットしていないデータを磁気デ
ィスク装置１から前記データの破棄されたセグメント内
に読み込みながら、ホスト制御システム１０側に転送す
る。ただし、このときはホスト制御システム１０側に転
送したデータをキャッシュとしてセグメント内に残すた
めに、ルックアヘッド（ＬＡＨ）しない。

【００４３】さらに、前記第１２のデータ処理は、前回
受信したコマンドが今回受信したコマンドと同じリード
コマンドでないかまたは前回受信したリードコマンドの
終了アドレスと今回受信したリードコマンドの先頭アド
レスとの間に連続関係でない、即ち、ランダムもしくは
リピート関係を有しており、今回受信したリードコマン
ドの先頭アドレスがキャッシュメモリ２内のいずれのキ
ャッシュにもヒットしておらず、しかも、今回受信した
リードコマンドにより読み出し要求された全セクタ数の
データサイズが分割されたセグメントサイズよりも大き
い場合であって、この場合にも、前記第４のデータ処理
と同様に、コマンドの開始からヒットしないノーヒット
状態になり、ＬＲＵ方式によりセグメントは最も古いデ
ータがが格納されているものから破棄され、リード動作
制御部４は、要求のあったヒットしていないデータを磁
気ディスク装置１から前記データの破棄されたセグメン
ト内に読み込みながら、ホスト制御システム１０側に転
送する。このとき、ホスト制御システム１０側にデータ
を転送させた後は、次の先頭ブロックから１つのセグメ
ント全領域をルックアヘッド（ＬＡＨ）する。なお、前
記第７、第８、第１０及び第１１のデータ処理におい
て、要求データ転送後に、セグメント内にその転送デー
タをキャッシュとして残しておく理由は、第５及び第６
のデータ処理と同様に、コアテストに備えるためであ
る。

【００４４】図５は、以上の第１乃至第１２のデータ処
理を一覧表にまとめたキャッシュ／ルックアヘッド動作
マトリクスを示す説明図である。

【００４５】図５において、丸内に示されている数字
は、それぞれ、第１乃至第１２のデータ処理を示してい
る。

【００４６】なお、前記第１乃至第１２のデータ処理に
おいて、前記ノーヒットの中には、リードコマンドの全
てがヒットしないものだけでなく、リードコマンドの途
中がヒットしている中間ヒット状態、リードコマンドの
途中から終了までヒットしている後半ヒット状態も含ま
れるものである。このようにノーヒットを扱うことによ
り、ヒットの判断は先頭アドレスだけで済むので、効率
的な処理が可能となり、結果的に処理時間の短縮を計る
ことができる。

【００４７】このように、本実施例によれば、ホスト制
御システム１からディスク装置に供給される次のコマン
ドの予測を行う際に、ディスク装置は、複数の各別の判
別を行った後で、前記コマンドの予測を行うようにして
いるので、前回のリードコマンドに基づくデータに対し
て連続関係にあるデータの読み出し要求であるか、コア
テストのような非連続な（ランダム／繰返し）データの
読み出し要求であるかの判別を確度よく行うことがで
き、ホスト制御システム１からディスク装置に対して読
み出し要求されるデータがキャッシュメモリ２内に保存
されている確率（ヒット率）を著しく向上させることが
できる。

【００４８】

【発明の効果】以上説明したように、本発明のディスク
装置によれば、ホスト制御手段からディスク装置に供給
される次のコマンドの予測を行う際に、第１の判別乃至
第５の判別を行った後で、前記コマンドの予測を行って
いるので、前回の読み出しコマンドに基づくデータに対
して、連続したデータの読み出し要求があったときだけ
でなく、コアテストのような非連続な（ランダム／繰返
し）データの読み出し要求があったときにおいても、ヒ
ットデータをキャッシュメモリ（記憶手段）から読み出
し、ホスト制御システム（ホスト制御手段）側に転送さ
せるようにしているので、ホスト制御システム（ホスト
制御手段）から読み出し要求されるデータのヒット率、
すなわち、キャッシュメモリ（記憶手段）に蓄積されて
いる確率を高め、ディスク装置における処理の速度を向
上させることができるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明によるディスク装置の一実施例の構成を
示すブロック構成図である。

【図２】キャッシュメモリ２におけるセグメント分割状
態の一例を示す説明図である。

【図３】本実施例のディスク装置において実行される各
種の判別機能を示すフローチャートの一部である。

【図４】本実施例のディスク装置において実行される各
種の判別機能を示すフローチャートの残りの一部であ
る。

【図５】本実施例の各データ処理を一覧表にまとめたキ
ャッシュ／ルックアヘッド動作マトリクスを示す説明図
である。

【図６】本実施例の第１のデータ処理におけるセグメン
ト内の格納データの一例を示す説明図である。

【符号の説明】

１ 磁気ディスク装置 ２ データ・バッファとなるキャッシュメモリ（記憶手
段） ３ 制御部（制御手段） ４ リード（読み出し）動作制御部（読み出し手段） ５ ホスト・バッファ間データ転送制御部（転送手段） ６ コマンド解析部（推測手段） ６ａ リード（読み出し）コマンド判別部（第１の判別
手段） ６ｂ アドレス連続関係判別部（第２の判別手段） ７ キャッシュデータ検索部 ７ａ セグメント判別部（第３の判別手段） ７ｂ 全データ有無判別部（第４の判別手段） ７ｃ サイズ判別部（第５の判別手段） ８ キャッシュデータ管理テーブル ９ 先読みデータ決定部 １０ ホスト制御システム（ホスト制御手段）

フロントページの続き (72)発明者 味田 広二 東京都大田区雪谷大塚町１番７号 アル プス電気株式会社内 (72)発明者 鈴木 勝二 東京都大田区雪谷大塚町１番７号 アル プス電気株式会社内 (56)参考文献 特開 昭57−172457（ＪＰ，Ａ) 特開 昭55−157056（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 3/06

Claims (1)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ホスト制御手段から供給される読み出し
   コマンドに基づき、ディスクに記録されたデータを読み
   出す読み出し手段と、前記読み出されたデータを前記ホ
   スト制御手段に転送する転送手段と、前記ホスト制御手
   段が次に送出する読み出しコマンドを推測する推測手段
   と、この推測手段の出力により前記ディスクに記録され
   た情報を先読みする先読み手段と、１つ以上の分割セグ
   メントからなり、前記先読み手段及び／または前記読み
   出し手段によって読み出されたデータを記録する記憶手
   段と、装置全体を制御動作する制御手段とを有するディ
   スク装置において、前記推測手段は、前回受信したコマ
   ンドと今回受信したコマンドがともに読み出しコマンド
   であるかの第１の判別を行い、前記第１の判別の肯定時
   に、前回受信した読み出しコマンドの終了アドレスと今
   回受信した読み出しコマンドの先頭アドレスとに連続性
   があるかの第２の判別を行い、前記第２の判別の肯定時
   及び否定時のそれぞれについて、今回受信したコマンド
   の先頭アドレスが前記記憶手段のいずれかの分割セグメ
   ントにヒットしたかの第３の判別を行い、前記第３の判
   別の肯定時に、今回受信した読み出しコマンドで要求さ
   れた全セクタ数のデータが前記記憶手段の各分割セグメ
   ントの蓄積データでカバーできるかの第４の判別を行
   い、前記第４の判別の肯定時に、前記要求された全セク
   タ数のデータサイズが前記各分割セグメントの蓄積デー
   タサイズより小さいかの第５の判別を行い、前記第５の
   判別の肯定時に、前記転送手段が前記蓄積データを前記
   記憶手段から読み出して前記ホスト制御手段に転送する
   ことを特徴とするディスク装置。