JP3358795B2 - ディスクドライブ装置及びその制御方法 - Google Patents
ディスクドライブ装置及びその制御方法Info
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- JP3358795B2 JP3358795B2 JP07513997A JP7513997A JP3358795B2 JP 3358795 B2 JP3358795 B2 JP 3358795B2 JP 07513997 A JP07513997 A JP 07513997A JP 7513997 A JP7513997 A JP 7513997A JP 3358795 B2 JP3358795 B2 JP 3358795B2
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- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
- G06F3/0602—Interfaces specially adapted for storage systems specifically adapted to achieve a particular effect
- G06F3/0614—Improving the reliability of storage systems
- G06F3/0616—Improving the reliability of storage systems in relation to life time, e.g. increasing Mean Time Between Failures [MTBF]
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0866—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches for peripheral storage systems, e.g. disk cache
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- G06F3/0628—Interfaces specially adapted for storage systems making use of a particular technique
- G06F3/0655—Vertical data movement, i.e. input-output transfer; data movement between one or more hosts and one or more storage devices
- G06F3/0659—Command handling arrangements, e.g. command buffers, queues, command scheduling
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- G06F3/0673—Single storage device
- G06F3/0674—Disk device
- G06F3/0677—Optical disk device, e.g. CD-ROM, DVD
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- G—PHYSICS
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- G06F2212/312—In storage controller
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- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
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- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、ハードディスクド
ライブ（ＨＤＤ）等に用いられるディスクドライブ装置
及びその制御方法に係り、詳細には、キャッシュメモリ
を備えたディスクドライブ装置及びその制御方法に関す
る。
ライブ（ＨＤＤ）等に用いられるディスクドライブ装置
及びその制御方法に係り、詳細には、キャッシュメモリ
を備えたディスクドライブ装置及びその制御方法に関す
る。
【０００２】
【従来の技術】情報処理装置の補助記憶装置として用い
られるハードディスクドライブ（ＨＤＤ）には、アクセ
ス速度向上のために、情報処理装置（以下、ホストとい
う）から供給されたデータを一時的に保持し、または磁
気ディスクから読み出されたデータがホストに転送され
るまでの間このデータを一時的に保持するキャッシュメ
モリ及びキャッシュ制御を行う制御部を設けることが一
般的である。
られるハードディスクドライブ（ＨＤＤ）には、アクセ
ス速度向上のために、情報処理装置（以下、ホストとい
う）から供給されたデータを一時的に保持し、または磁
気ディスクから読み出されたデータがホストに転送され
るまでの間このデータを一時的に保持するキャッシュメ
モリ及びキャッシュ制御を行う制御部を設けることが一
般的である。
【０００３】制御部は、ホストから書き込みデータが供
給されると、供給された書き込みデータをキャッシュメ
モリに保持した後、ホストを書き込み処理から解放す
る。これと並行して、制御部は、キャッシュメモリに保
持した書き込みデータが順次、磁気ディスク（以下、メ
ディアという）に書き込まれるように書き込み系の制御
を行う。さらに、制御部はホストからの読み出し要求が
あると予想されるデータのメディアからの読み出しを読
み出し系に指示し、読み出されたデータをキャッシュメ
モリに保持しておく。そして、ホストからの読み出し要
求があったときに、読み出し対象データがキャッシュメ
モリに保持されていれば、それをホストに供給する。こ
のようなキャッシュ制御を行うことにより、ＨＤＤの見
かけ上のアクセス速度が向上する。
給されると、供給された書き込みデータをキャッシュメ
モリに保持した後、ホストを書き込み処理から解放す
る。これと並行して、制御部は、キャッシュメモリに保
持した書き込みデータが順次、磁気ディスク（以下、メ
ディアという）に書き込まれるように書き込み系の制御
を行う。さらに、制御部はホストからの読み出し要求が
あると予想されるデータのメディアからの読み出しを読
み出し系に指示し、読み出されたデータをキャッシュメ
モリに保持しておく。そして、ホストからの読み出し要
求があったときに、読み出し対象データがキャッシュメ
モリに保持されていれば、それをホストに供給する。こ
のようなキャッシュ制御を行うことにより、ＨＤＤの見
かけ上のアクセス速度が向上する。
【０００４】近年の小型のＨＤＤでは、コマンドオーバ
ーヘッドの削減によるパフォーマンスの向上の手段とし
て、ホストインターフェース周辺の処理に対するＨＤＤ
のマイクロプロセッサ（以下、ローカルＭＰＵという）
の介在をできるだけ減らして、その処理をできる限りハ
ードウェアによるホストインターフェースコントローラ
（Host Interface Controller：ＨＩＣ）に行わせる手
法が採られる傾向にある。
ーヘッドの削減によるパフォーマンスの向上の手段とし
て、ホストインターフェース周辺の処理に対するＨＤＤ
のマイクロプロセッサ（以下、ローカルＭＰＵという）
の介在をできるだけ減らして、その処理をできる限りハ
ードウェアによるホストインターフェースコントローラ
（Host Interface Controller：ＨＩＣ）に行わせる手
法が採られる傾向にある。
【０００５】その一つとして、ホストとキャッシュメモ
リの間はローカルＭＰＵの介在なしにＨＩＣによる制御
の下にデータ転送を行うことができる一方、メディアと
キャッシュメモリの間のデータ転送は、ローカルＭＰＵ
がハードディスクコントローラ（Hard Disk Controlle
r：ＨＤＣ）を制御してデータ転送を行うローカルＭＰ
Ｕの介在を必要とするシステムを用いることが考えられ
る。
リの間はローカルＭＰＵの介在なしにＨＩＣによる制御
の下にデータ転送を行うことができる一方、メディアと
キャッシュメモリの間のデータ転送は、ローカルＭＰＵ
がハードディスクコントローラ（Hard Disk Controlle
r：ＨＤＣ）を制御してデータ転送を行うローカルＭＰ
Ｕの介在を必要とするシステムを用いることが考えられ
る。
【０００６】このようなシステムにおいて、ホストから
のライトコマンドによりデータをメディアに書き込む場
合には次のような動作となる。
のライトコマンドによりデータをメディアに書き込む場
合には次のような動作となる。
【０００７】(1)ホストからのデータがＨＩＣを通して
キャッシュメモリ内に一旦入ると、ＨＩＣからはローカ
ルＭＰＵに対してホストからコマンドが来たことを通知
する。これを受けてローカルＭＰＵは、ＨＤＣに対して
キャッシュメモリにあるデータをメディアに書き出しな
さいという命令を出す。この命令によりＨＤＣはキャッ
シュメモリのデータをメディアに転送し、メディアにデ
ータが書き込まれる。
キャッシュメモリ内に一旦入ると、ＨＩＣからはローカ
ルＭＰＵに対してホストからコマンドが来たことを通知
する。これを受けてローカルＭＰＵは、ＨＤＣに対して
キャッシュメモリにあるデータをメディアに書き出しな
さいという命令を出す。この命令によりＨＤＣはキャッ
シュメモリのデータをメディアに転送し、メディアにデ
ータが書き込まれる。
【０００８】(2)その後、ローカルＭＰＵには、ＨＩＣ
から、ホストからキャッシュメモリへの転送が終了した
旨の通知が出される一方、ＨＤＣからはメディアに対し
ての書き込みが終了した旨の通知が出される。
から、ホストからキャッシュメモリへの転送が終了した
旨の通知が出される一方、ＨＤＣからはメディアに対し
ての書き込みが終了した旨の通知が出される。
【０００９】より詳細にＨＩＣ及びローカルＭＰＵの動
作を説明する。ＨＩＣは、ホストからのコマンドを受け
とると、ローカルＭＰＵの介在なしに直ちにキャッシュ
メモリへのデータ転送を開始し、ローカルＭＰＵに通知
する。このデータ転送が終了し、かつキャッシュメモリ
内に次のライトコマンドを受付可能な空き（例えば、１
ブロック）ができた時点でＨＩＣはローカルＭＰＵに対
しコマンド終了を通知する。これは、次のライトコマン
ドがきたときに該ライトコマンドをキャッシュメモリに
直ちに取り込めるようにするためのもので、ＩＤＥ（In
tegrated Device Electronics）インターフェース上の
規格となっている。
作を説明する。ＨＩＣは、ホストからのコマンドを受け
とると、ローカルＭＰＵの介在なしに直ちにキャッシュ
メモリへのデータ転送を開始し、ローカルＭＰＵに通知
する。このデータ転送が終了し、かつキャッシュメモリ
内に次のライトコマンドを受付可能な空き（例えば、１
ブロック）ができた時点でＨＩＣはローカルＭＰＵに対
しコマンド終了を通知する。これは、次のライトコマン
ドがきたときに該ライトコマンドをキャッシュメモリに
直ちに取り込めるようにするためのもので、ＩＤＥ（In
tegrated Device Electronics）インターフェース上の
規格となっている。
【００１０】このような動作において、キャッシュメモ
リ上に充分な空きがある場合には、ＨＩＣは、ローカル
ＭＰＵによる書き込み処理動作には構わずに単独でホス
トに対して終了を通知し、ホストから次のライトコマン
ドを受付けて次のライトコマンドに基づくデータ転送を
行ってしまう。このようにして、キャッシュメモリ内に
できるだけコマンドを取り込むことにより、よりパフォ
ーマンスの向上を図っている。上記動作を行うために、
キャッシュメモリには、キャッシュメモリのコマンドの
種類を保持するためのコマンドキューが設けられてい
る。
リ上に充分な空きがある場合には、ＨＩＣは、ローカル
ＭＰＵによる書き込み処理動作には構わずに単独でホス
トに対して終了を通知し、ホストから次のライトコマン
ドを受付けて次のライトコマンドに基づくデータ転送を
行ってしまう。このようにして、キャッシュメモリ内に
できるだけコマンドを取り込むことにより、よりパフォ
ーマンスの向上を図っている。上記動作を行うために、
キャッシュメモリには、キャッシュメモリのコマンドの
種類を保持するためのコマンドキューが設けられてい
る。
【００１１】図２はキャッシュメモリのコマンドキュー
の構造を示す図である。図２において、Ｑ＝１，２，
…，ｎはキューアドレス、Ａ，Ｂ，Ｃ，Ｄ，…，Ｎはキ
ャッシュメモリ内に保持されたコマンドである。図２に
示すように、コマンドキューには、キャッシュメモリ内
にキャッシュされたコマンドが古いコマンドから順に
Ａ，Ｂ，…と書き込まれていく。コマンドを受け取る度
にキューアドレスが増え、古いコマンドが順次実行され
るとキューアドレスが減少する。コマンドキューの管理
は、ＨＩＣが行っており、またローカルＭＰＵはキュー
アドレスのコマンドを取り込むことができる。
の構造を示す図である。図２において、Ｑ＝１，２，
…，ｎはキューアドレス、Ａ，Ｂ，Ｃ，Ｄ，…，Ｎはキ
ャッシュメモリ内に保持されたコマンドである。図２に
示すように、コマンドキューには、キャッシュメモリ内
にキャッシュされたコマンドが古いコマンドから順に
Ａ，Ｂ，…と書き込まれていく。コマンドを受け取る度
にキューアドレスが増え、古いコマンドが順次実行され
るとキューアドレスが減少する。コマンドキューの管理
は、ＨＩＣが行っており、またローカルＭＰＵはキュー
アドレスのコマンドを取り込むことができる。
【００１２】コマンドキューに保持されたライトコマン
ドは、ローカルＭＰＵがＨＤＣに書き出し指示を行うこ
とによってＨＤＣにより実行され、メディアに書き込ま
れる。また、メディアから読み込まれたデータはＨＤＣ
によりキャッシュメモリに転送され、そしてＨＩＣによ
ってホストに転送される。
ドは、ローカルＭＰＵがＨＤＣに書き出し指示を行うこ
とによってＨＤＣにより実行され、メディアに書き込ま
れる。また、メディアから読み込まれたデータはＨＤＣ
によりキャッシュメモリに転送され、そしてＨＩＣによ
ってホストに転送される。
【００１３】
【発明が解決しようとする課題】しかしながらこのよう
な従来のライトコマンドをコマンドキューに保持する手
法を採るＨＤＤには、以下のような理由でパフォーマン
スの向上に限界があった。
な従来のライトコマンドをコマンドキューに保持する手
法を採るＨＤＤには、以下のような理由でパフォーマン
スの向上に限界があった。
【００１４】すなわち、コマンドキューに保持されたラ
イトコマンドを順番に実行してデータをメディアに書き
込んでいたため、同一コマンドが繰り返し発行されてコ
マンドキューに保持されている場合、メディアへのデー
タ書き込みは同一の上書きが繰り返されることになり、
結果的に不要なアクセスを実行してしまうことになって
いた。例えば、図２のコマンドキューの構造において、
キャッシュされた複数のライトコマンドが、Ａ，Ｂ，
Ａ，Ｂ，Ａ，Ｂ，…という同一コマンドの繰り返しであ
る場合、古いコマンドＡ，Ｂによるメディアへの書き込
み結果は、より新しいコマンドＡ，Ｂの実行によって完
全に上書きされ、結果的には最後のコマンドＡ，Ｂによ
るメディアへの書き込み結果のみが残ることになる。こ
のことは、メディアへの一連のアクセスの中に不要なア
クセスが含まれることを意味し、パフォーマンスの低下
となる。
イトコマンドを順番に実行してデータをメディアに書き
込んでいたため、同一コマンドが繰り返し発行されてコ
マンドキューに保持されている場合、メディアへのデー
タ書き込みは同一の上書きが繰り返されることになり、
結果的に不要なアクセスを実行してしまうことになって
いた。例えば、図２のコマンドキューの構造において、
キャッシュされた複数のライトコマンドが、Ａ，Ｂ，
Ａ，Ｂ，Ａ，Ｂ，…という同一コマンドの繰り返しであ
る場合、古いコマンドＡ，Ｂによるメディアへの書き込
み結果は、より新しいコマンドＡ，Ｂの実行によって完
全に上書きされ、結果的には最後のコマンドＡ，Ｂによ
るメディアへの書き込み結果のみが残ることになる。こ
のことは、メディアへの一連のアクセスの中に不要なア
クセスが含まれることを意味し、パフォーマンスの低下
となる。
【００１５】このようなＨＤＣによるメディアの書き込
み動作は、メディアの周回待ち等、データ転送に要する
時間がキャッシュとホスト間のデータ転送に比べて桁違
いに長い時間が必要となり、データ転送の速度が大幅に
低下してしまう。
み動作は、メディアの周回待ち等、データ転送に要する
時間がキャッシュとホスト間のデータ転送に比べて桁違
いに長い時間が必要となり、データ転送の速度が大幅に
低下してしまう。
【００１６】本発明は、同一アドレスへ同一コマンドが
所定の間隔で繰り返し行われる場合、重複コマンド実行
によるパフォーマンス低下を最小限に抑えながら、全体
のパフォーマンスを向上させることができるディスクド
ライブ装置及びその制御方法を提供することを目的とす
る。
所定の間隔で繰り返し行われる場合、重複コマンド実行
によるパフォーマンス低下を最小限に抑えながら、全体
のパフォーマンスを向上させることができるディスクド
ライブ装置及びその制御方法を提供することを目的とす
る。
【００１７】
【課題を解決するための手段】本発明のディスクドライ
ブ装置は、ディスク状記憶媒体と、ディスク状記憶媒体
に対しデータの読み出し／書き込みの動作を制御するデ
ィスク制御手段と、ディスク状記憶媒体に書き込む複数
のデータ、該データの各ライトコマンドおよび該各ライ
トコマンドを保持するコマンドキューを保持するキャッ
シュメモリと、ハードウェアによりホストとキャッシュ
メモリの間のデータ転送を行うホストインターフェース
制御手段と、ディスク状記憶媒体とキャッシュメモリの
間のデータ転送制御を含む、装置全体の動作を制御する
マイクロプロセッサとを備え、ホストインターフェース
制御手段は、キャッシュメモリ内にキャッシュされる複
数のライトコマンドを保持するコマンドキューを有し、
ライトコマンド実行によるデータ転送開始を前記マイク
ロプロセッサに通知するとともに、ライトコマンド終了
によるデータ転送終了を前記マイクロプロセッサに通知
し、マイクロプロセッサは、ホストインターフェース制
御手段からデータ転送開始通知を受け取ると、キャッシ
ュメモリ内にキャッシュされているライトコマンドによ
って、ディスク制御手段に対してディスク状記憶媒体へ
のデータの書き込みを指示し、キャッシュメモリ内にキ
ャッシュされている複数の各ライトコマンドからその書
き込みアドレス及びその書き込みレングスを取り出し、
より最近に発行されたライトコマンドによって書き込み
アドレス及び書き込みレングスから完全に上書きされる
ライトコマンドがキャッシュメモリ内のコマンドキュー
内にあるか否かを検索し、該コマンドキュー内に検索さ
れた上書きされるライトコマンドがある場合には、該ラ
イトコマンドによっては、ディスク状記憶媒体へのデー
タの書き込みを行わないようにディスク制御手段を制御
することを特徴とする。
ブ装置は、ディスク状記憶媒体と、ディスク状記憶媒体
に対しデータの読み出し／書き込みの動作を制御するデ
ィスク制御手段と、ディスク状記憶媒体に書き込む複数
のデータ、該データの各ライトコマンドおよび該各ライ
トコマンドを保持するコマンドキューを保持するキャッ
シュメモリと、ハードウェアによりホストとキャッシュ
メモリの間のデータ転送を行うホストインターフェース
制御手段と、ディスク状記憶媒体とキャッシュメモリの
間のデータ転送制御を含む、装置全体の動作を制御する
マイクロプロセッサとを備え、ホストインターフェース
制御手段は、キャッシュメモリ内にキャッシュされる複
数のライトコマンドを保持するコマンドキューを有し、
ライトコマンド実行によるデータ転送開始を前記マイク
ロプロセッサに通知するとともに、ライトコマンド終了
によるデータ転送終了を前記マイクロプロセッサに通知
し、マイクロプロセッサは、ホストインターフェース制
御手段からデータ転送開始通知を受け取ると、キャッシ
ュメモリ内にキャッシュされているライトコマンドによ
って、ディスク制御手段に対してディスク状記憶媒体へ
のデータの書き込みを指示し、キャッシュメモリ内にキ
ャッシュされている複数の各ライトコマンドからその書
き込みアドレス及びその書き込みレングスを取り出し、
より最近に発行されたライトコマンドによって書き込み
アドレス及び書き込みレングスから完全に上書きされる
ライトコマンドがキャッシュメモリ内のコマンドキュー
内にあるか否かを検索し、該コマンドキュー内に検索さ
れた上書きされるライトコマンドがある場合には、該ラ
イトコマンドによっては、ディスク状記憶媒体へのデー
タの書き込みを行わないようにディスク制御手段を制御
することを特徴とする。
【００１８】また、本発明のディスクドライブ装置の制
御方法は、ディスク状記憶媒体に対しデータの読み出し
／書き込みの動作を制御するディスク制御手段と、ディ
スク状記憶媒体に書き込む複数のデータ、該データの各
ライトコマンドおよび該各ライトコマンドを保持するコ
マンドキューを保持するキャッシュメモリと、ハードウ
ェアによりホストとキャッシュメモリの間のデータ転送
を行うホストインターフェース制御手段と、ディスク状
記憶媒体とキャッシュメモリの間のデータ転送制御を含
む、装置全体の動作を制御するマイクロプロセッサとを
備えたディスクドライブ装置の制御方法において、ホス
トインターフェース制御手段には、ライトコマンドが発
行されると、ホストからキャッシュメモリにデータ転送
するとともに、マイクロプロセッサに対しコマンド実行
によるデータ転送開始及びそのデータ転送終了を通知さ
せ、マイクロプロセッサには、データ転送開始通知を受
け取ると、キャッシュメモリ内にキャッシュされている
ライトコマンドによって、ディスク制御手段に対してデ
ィスク状記憶媒体へのデータの書き込みの指示を与えさ
せ、キャッシュメモリ内にキャッシュされている複数の
各ライトコマンドからその書き込みアドレス及びその書
き込みレングスを取り出し、より最近に発行されたライ
トコマンドによって書き込みアドレス及び書き込みレン
グスから完全に上書きされるライトコマンドがキャッシ
ュメモリ内のコマンドキュー内にあるか否かを検索し、
該コマンドキュー内に検索された上書きされるライトコ
マンドがある場合には、該ライトコマンドによっては、
ディスク状記憶媒体へのデータの書き込みは行わないよ
うにディスク制御手段を制御することを特徴とする。
御方法は、ディスク状記憶媒体に対しデータの読み出し
／書き込みの動作を制御するディスク制御手段と、ディ
スク状記憶媒体に書き込む複数のデータ、該データの各
ライトコマンドおよび該各ライトコマンドを保持するコ
マンドキューを保持するキャッシュメモリと、ハードウ
ェアによりホストとキャッシュメモリの間のデータ転送
を行うホストインターフェース制御手段と、ディスク状
記憶媒体とキャッシュメモリの間のデータ転送制御を含
む、装置全体の動作を制御するマイクロプロセッサとを
備えたディスクドライブ装置の制御方法において、ホス
トインターフェース制御手段には、ライトコマンドが発
行されると、ホストからキャッシュメモリにデータ転送
するとともに、マイクロプロセッサに対しコマンド実行
によるデータ転送開始及びそのデータ転送終了を通知さ
せ、マイクロプロセッサには、データ転送開始通知を受
け取ると、キャッシュメモリ内にキャッシュされている
ライトコマンドによって、ディスク制御手段に対してデ
ィスク状記憶媒体へのデータの書き込みの指示を与えさ
せ、キャッシュメモリ内にキャッシュされている複数の
各ライトコマンドからその書き込みアドレス及びその書
き込みレングスを取り出し、より最近に発行されたライ
トコマンドによって書き込みアドレス及び書き込みレン
グスから完全に上書きされるライトコマンドがキャッシ
ュメモリ内のコマンドキュー内にあるか否かを検索し、
該コマンドキュー内に検索された上書きされるライトコ
マンドがある場合には、該ライトコマンドによっては、
ディスク状記憶媒体へのデータの書き込みは行わないよ
うにディスク制御手段を制御することを特徴とする。
【００１９】
【発明の実施の形態】本発明に係るディスクドライブ装
置は、ＩＤＥ（Integrated Device Electronics）イン
ターフェースを備えた小型ＨＤＤに適用することができ
る。
置は、ＩＤＥ（Integrated Device Electronics）イン
ターフェースを備えた小型ＨＤＤに適用することができ
る。
【００２０】図１は本発明の実施形態に係るディスクド
ライブ装置の構成を示すブロック図である。図中、太実
線矢印はデータの流れを示し、細実線矢印は制御信号の
流れを示す。
ライブ装置の構成を示すブロック図である。図中、太実
線矢印はデータの流れを示し、細実線矢印は制御信号の
流れを示す。
【００２１】図１において、磁気ディスク装置（ＨＤ
Ｄ）１０は、磁気ディスクにデータの読み出し／書き込
みを行うための磁気ヘッド１１と、検出信号の増幅回
路、波形整形回路、アナログ・ディジタル変換器（ＡＤ
Ｃ）及びディジタル・アナログ変換器（ＤＡＣ）等をモ
ジュール化したチャネルモジュール１２と、磁気ディス
クに対しデータの読み出し／書き込み等の動作を制御す
るハードディスクコントローラ（Hard Disk Controlle
r：ＨＤＣ）１３と、供給された書き込みデータを保持
するキャッシュメモリ１４と、ホストインターフェース
周辺の処理をハードウェアにより行うホストインターフ
ェースコントローラ（Host Interface Controller：Ｈ
ＩＣ）１５と、ＨＤＣ１３及びＨＩＣ１５に対する制御
を含む、ＨＤＤ全体の動作を制御するローカルＭＰＵ１
６とを備えて構成される。
Ｄ）１０は、磁気ディスクにデータの読み出し／書き込
みを行うための磁気ヘッド１１と、検出信号の増幅回
路、波形整形回路、アナログ・ディジタル変換器（ＡＤ
Ｃ）及びディジタル・アナログ変換器（ＤＡＣ）等をモ
ジュール化したチャネルモジュール１２と、磁気ディス
クに対しデータの読み出し／書き込み等の動作を制御す
るハードディスクコントローラ（Hard Disk Controlle
r：ＨＤＣ）１３と、供給された書き込みデータを保持
するキャッシュメモリ１４と、ホストインターフェース
周辺の処理をハードウェアにより行うホストインターフ
ェースコントローラ（Host Interface Controller：Ｈ
ＩＣ）１５と、ＨＤＣ１３及びＨＩＣ１５に対する制御
を含む、ＨＤＤ全体の動作を制御するローカルＭＰＵ１
６とを備えて構成される。
【００２２】また、ＨＤＣ１３、キャッシュメモリ１４
及びＨＩＣ１５はデータバス１７により互いに接続さ
れ、ＨＤＣ１３及びＨＩＣ１５は制御用バス１８により
ローカルＭＰＵ１６に接続され、ＨＩＣ１５はＩＤＥバ
ス１９によりＨＤＤ外部のホストに接続される。
及びＨＩＣ１５はデータバス１７により互いに接続さ
れ、ＨＤＣ１３及びＨＩＣ１５は制御用バス１８により
ローカルＭＰＵ１６に接続され、ＨＩＣ１５はＩＤＥバ
ス１９によりＨＤＤ外部のホストに接続される。
【００２３】キャッシュメモリ１４は、磁気ディスク上
の記録単位（セクタ）の数百個分以上のデータを保持す
ることができる程度の記憶容量、例えば１２８Ｋバイト
（２５６ブロック）を持つ。ここでは、例えば１ブロッ
ク＝１セクタ＝５１２バイトのものを用いる。但し、Ｉ
ＤＥでは、ホストがキャッシュメモリ上での複数ブロッ
クを１ブロックとして、すなわち１、２、４、８、１６
または３２セクタ等を１ブロックとして指定することが
可能である。
の記録単位（セクタ）の数百個分以上のデータを保持す
ることができる程度の記憶容量、例えば１２８Ｋバイト
（２５６ブロック）を持つ。ここでは、例えば１ブロッ
ク＝１セクタ＝５１２バイトのものを用いる。但し、Ｉ
ＤＥでは、ホストがキャッシュメモリ上での複数ブロッ
クを１ブロックとして、すなわち１、２、４、８、１６
または３２セクタ等を１ブロックとして指定することが
可能である。
【００２４】ＨＩＣ１５は、データ転送に必要な情報を
すべて格納できる内部メモリを有し、ローカルＭＰＵ１
６の介在なしにハードウェアによりホストとキャッシュ
メモリ１４の間のデータ転送を行うものである。
すべて格納できる内部メモリを有し、ローカルＭＰＵ１
６の介在なしにハードウェアによりホストとキャッシュ
メモリ１４の間のデータ転送を行うものである。
【００２５】ＨＩＣ１５の内部メモリには、キャッシュ
メモリ１４上でのアドレスと磁気ディスクとの対応関係
及び連続して記憶されているブロック数がキャッシュテ
ーブルの形で保存されている。
メモリ１４上でのアドレスと磁気ディスクとの対応関係
及び連続して記憶されているブロック数がキャッシュテ
ーブルの形で保存されている。
【００２６】ＨＩＣ１５は、ホストから書き込みデータ
が供給されると、供給された書き込みデータをキャッシ
ュメモリ１４に保持した後、ホストを書き込み処理から
解放する。また、ＨＩＣ１５からはローカルＭＰＵ１６
に対してホストからコマンドが来たことを通知する。
が供給されると、供給された書き込みデータをキャッシ
ュメモリ１４に保持した後、ホストを書き込み処理から
解放する。また、ＨＩＣ１５からはローカルＭＰＵ１６
に対してホストからコマンドが来たことを通知する。
【００２７】ＨＩＣ１５は、キャッシュメモリ１４にキ
ャッシュされるコマンドを管理するために図２に示すよ
うなコマンドキューを備えている。図２はキャッシュメ
モリ１４のコマンドキューの構造を示す図である。図２
において、Ｑ＝１，２，…，ｎはキューアドレス、Ａ，
Ｂ，Ｃ，Ｄ，…，Ｎはキャッシュメモリ１４内に保持さ
れたコマンドである。本実施形態では、キューアドレス
ｎを３２とし、３２のライトコマンドが保持可能であ
る。
ャッシュされるコマンドを管理するために図２に示すよ
うなコマンドキューを備えている。図２はキャッシュメ
モリ１４のコマンドキューの構造を示す図である。図２
において、Ｑ＝１，２，…，ｎはキューアドレス、Ａ，
Ｂ，Ｃ，Ｄ，…，Ｎはキャッシュメモリ１４内に保持さ
れたコマンドである。本実施形態では、キューアドレス
ｎを３２とし、３２のライトコマンドが保持可能であ
る。
【００２８】なお、ＨＩＣ１５は、ホストよりリードコ
マンドが発行された時には、発行されたコマンドのアド
レスと上記キャッシュテーブルとを比較し、最もヒット
率の高いもの（これは単純に最も多くヒットしているの
ではなく、ブロックの先頭がヒットしている等の条件を
満たしたもの）のヒット状況をローカルＭＰＵ１６に通
知する。ＨＩＣ１５は、ホストからリードコマンドが発
行された時点で要求されたデータがキャッシュメモリ１
４にあるか否かを判断でき、何ブロック転送すべきかも
ローカルＭＰＵ１６の介在なしに判断することができ
る。
マンドが発行された時には、発行されたコマンドのアド
レスと上記キャッシュテーブルとを比較し、最もヒット
率の高いもの（これは単純に最も多くヒットしているの
ではなく、ブロックの先頭がヒットしている等の条件を
満たしたもの）のヒット状況をローカルＭＰＵ１６に通
知する。ＨＩＣ１５は、ホストからリードコマンドが発
行された時点で要求されたデータがキャッシュメモリ１
４にあるか否かを判断でき、何ブロック転送すべきかも
ローカルＭＰＵ１６の介在なしに判断することができ
る。
【００２９】ローカルＭＰＵ１６は、制御プログラムを
実行するマイクロプロセッサであり、制御プログラム、
データを格納するメモリ等を備え、制御プログラムに従
って処理を実行してＨＤＤ全体の動作を制御し、ＨＩＣ
１５及びホストから供給されるコマンド、制御データに
基づいてＨＤＣ１３及びＨＩＣ１５の動作を制御する。
すなわち、ローカルＭＰＵ１６は、ＨＩＣ１５がホスト
からのコマンド情報及びそのコマンドに対するヒット情
報を通知すると、これら情報に基づいてＨＩＣ１５を制
御する。
実行するマイクロプロセッサであり、制御プログラム、
データを格納するメモリ等を備え、制御プログラムに従
って処理を実行してＨＤＤ全体の動作を制御し、ＨＩＣ
１５及びホストから供給されるコマンド、制御データに
基づいてＨＤＣ１３及びＨＩＣ１５の動作を制御する。
すなわち、ローカルＭＰＵ１６は、ＨＩＣ１５がホスト
からのコマンド情報及びそのコマンドに対するヒット情
報を通知すると、これら情報に基づいてＨＩＣ１５を制
御する。
【００３０】特に、ローカルＭＰＵ１６は、所定条件が
満たされた場合には、キャッシュメモリ１４内にキャッ
シュされている複数のライトコマンドのうち、より最近
に発行されたコマンドによって完全に上書きされるコマ
ンドがあるか否かを検索し、検索された上書きとなるコ
マンドによっては、メディアへの書き込みは行わないよ
うにする制御を行ってＨＤＤのパフォーマンスを向上さ
せる。
満たされた場合には、キャッシュメモリ１４内にキャッ
シュされている複数のライトコマンドのうち、より最近
に発行されたコマンドによって完全に上書きされるコマ
ンドがあるか否かを検索し、検索された上書きとなるコ
マンドによっては、メディアへの書き込みは行わないよ
うにする制御を行ってＨＤＤのパフォーマンスを向上さ
せる。
【００３１】このように、ＨＤＤ１０は、ＩＤＥインタ
ーフェースを持ち、データバス１７とメディアとの間に
キャッシュメモリ１４を備え、キャッシュメモリ１４に
ライトコマンドを複数個キャッシュでき、ＨＩＣ１５と
キャッシュメモリ１４の間はローカルＭＰＵ１６の介在
なしにＨＩＣ１５がデータ転送を行うことができるが、
メディアとキャッシュメモリ１４の間のデータ転送はロ
ーカルＭＰＵ１６の介在を必要とするものである。
ーフェースを持ち、データバス１７とメディアとの間に
キャッシュメモリ１４を備え、キャッシュメモリ１４に
ライトコマンドを複数個キャッシュでき、ＨＩＣ１５と
キャッシュメモリ１４の間はローカルＭＰＵ１６の介在
なしにＨＩＣ１５がデータ転送を行うことができるが、
メディアとキャッシュメモリ１４の間のデータ転送はロ
ーカルＭＰＵ１６の介在を必要とするものである。
【００３２】以下、上述のように構成されたＨＤＤ１０
の動作を説明する。
の動作を説明する。
【００３３】まず、本発明の基本的な考え方について述
べる。
べる。
【００３４】同一コマンドによるメディアへのデータの
上書きの繰り返しを回避する方法としては、まずメディ
アへの書き込みを実行する前にキャッシュメモリ内を検
索して、該当データがキャッシュメモリ内のより最近に
発行されたコマンドによって完全に上書きされるか否か
を検出し、検索されたコマンドによってデータが上書き
される場合は、上書きとなるコマンドは実行しないとい
う方法が考えられる。
上書きの繰り返しを回避する方法としては、まずメディ
アへの書き込みを実行する前にキャッシュメモリ内を検
索して、該当データがキャッシュメモリ内のより最近に
発行されたコマンドによって完全に上書きされるか否か
を検出し、検索されたコマンドによってデータが上書き
される場合は、上書きとなるコマンドは実行しないとい
う方法が考えられる。
【００３５】この場合の検索方法としては、キャッシュ
されたすべてのコマンドについて上述した重複比較を行
うことが考えられる。この検索方法を採ると、一組でも
コマンドが重複していれば、そのコマンドを実行しない
ことによってその分の書き込みにかかる時間を短縮する
ことができる。上記重複比較には、ローカルＭＰＵによ
るコマンドオーバーヘッドが必要であり、比較によるコ
マンドオーバーヘッドの増加よりも、実際に短縮される
書き込み実行時間が大きければ、効果が期待できる。し
かし、全くのランダムアクセスが実行されたときのよう
にキャッシュされたコマンドの重複が殆どない場合に
は、いたずらにコマンドオーバーヘッドを増やすだけ
で、逆にパフォーマンスは低下してしまう。例えば、仮
に３２個の完全なランダムアクセスによるコマンドがキ
ャッシュされた場合を考えると、合計の比較数は、（３
１＋３０＋２９＋…＋３＋２＋１）＝４９６にも及ぶこ
とになる。
されたすべてのコマンドについて上述した重複比較を行
うことが考えられる。この検索方法を採ると、一組でも
コマンドが重複していれば、そのコマンドを実行しない
ことによってその分の書き込みにかかる時間を短縮する
ことができる。上記重複比較には、ローカルＭＰＵによ
るコマンドオーバーヘッドが必要であり、比較によるコ
マンドオーバーヘッドの増加よりも、実際に短縮される
書き込み実行時間が大きければ、効果が期待できる。し
かし、全くのランダムアクセスが実行されたときのよう
にキャッシュされたコマンドの重複が殆どない場合に
は、いたずらにコマンドオーバーヘッドを増やすだけ
で、逆にパフォーマンスは低下してしまう。例えば、仮
に３２個の完全なランダムアクセスによるコマンドがキ
ャッシュされた場合を考えると、合計の比較数は、（３
１＋３０＋２９＋…＋３＋２＋１）＝４９６にも及ぶこ
とになる。
【００３６】ところで、実際には上述したような全くの
ランダムアクセスの場合は少なく、スマートドライブ
（SMARTDRV）などのシステムキャッシュを備えた最近の
ＯＳ（Operating System）のＨＤＤへのアクセスでは、
ＦＡＴ（File Allocation Table）へのアクセスを中心
に、ある決まったレングスで、同じアドレスへ、あるイ
ンターバルで繰り返し行われることが多い。
ランダムアクセスの場合は少なく、スマートドライブ
（SMARTDRV）などのシステムキャッシュを備えた最近の
ＯＳ（Operating System）のＨＤＤへのアクセスでは、
ＦＡＴ（File Allocation Table）へのアクセスを中心
に、ある決まったレングスで、同じアドレスへ、あるイ
ンターバルで繰り返し行われることが多い。
【００３７】そこで本発明は、ライトコマンドを複数個
キャッシュできるＨＤＤに対して、以下のようなアリゴ
リズムに従ってキャッシュを行ってＨＤＤのパフォーマ
ンスを向上させるものである。
キャッシュできるＨＤＤに対して、以下のようなアリゴ
リズムに従ってキャッシュを行ってＨＤＤのパフォーマ
ンスを向上させるものである。
【００３８】(1)キャッシュメモリ内にキャッシュされ
ている複数のライトコマンドのうち、より最近に発行さ
れたコマンドによって完全に上書きされるコマンド（以
下、検索元コマンドという）によっては、メディアへの
書き込みは行わない。
ている複数のライトコマンドのうち、より最近に発行さ
れたコマンドによって完全に上書きされるコマンド（以
下、検索元コマンドという）によっては、メディアへの
書き込みは行わない。
【００３９】(2)キャッシュメモリ内に、上記(1)の条件
を満たすライトコマンドが存在するかどうかの検索は、
キャッシュされているすべてのコマンドに対して行うの
ではなく、以下の方法で行う。
を満たすライトコマンドが存在するかどうかの検索は、
キャッシュされているすべてのコマンドに対して行うの
ではなく、以下の方法で行う。
【００４０】i)検索元コマンドに連続した所定数（以
下、比較制限数という）コマンドについてのみを検索す
る。
下、比較制限数という）コマンドについてのみを検索す
る。
【００４１】ii)検索元コマンドのレングスがｎ（レン
グス制限数）のときのみ、あるいはｎ以下のときのみ検
索を実行する。
グス制限数）のときのみ、あるいはｎ以下のときのみ検
索を実行する。
【００４２】(3)比較制限数については、ＨＤＤの使用
される環境により、固定値をあらかじめ与える場合と、
比較結果によって値を動的に変化させるものの二方式が
ある。
される環境により、固定値をあらかじめ与える場合と、
比較結果によって値を動的に変化させるものの二方式が
ある。
【００４３】(4)比較制限数の動的変化は、以下の方法
に従う。
に従う。
【００４４】i)過去の検索による検索率が、ある一定値
を上回るごとに所定の上限内で比較制限数を増加させ
る。すなわち、見つかれば見つかる程検索範囲を広げ
る。
を上回るごとに所定の上限内で比較制限数を増加させ
る。すなわち、見つかれば見つかる程検索範囲を広げ
る。
【００４５】ii)過去の検索による検索率が、ある一定
値を下回るごとに所定の下限内で比較制限数を減少させ
る。すなわち、見つからなければ見つからない程検索範
囲を狭める。
値を下回るごとに所定の下限内で比較制限数を減少させ
る。すなわち、見つからなければ見つからない程検索範
囲を狭める。
【００４６】次に、上記基本的な考え方に基づいてＨＤ
Ｄ１０の動作を詳細に説明する。
Ｄ１０の動作を詳細に説明する。
【００４７】図１の太実線矢印は、ホストからのライト
コマンドをキャッシュし、キャッシュしたコマンドによ
りデータをメディアに書き込む場合のデータの流れを示
している。
コマンドをキャッシュし、キャッシュしたコマンドによ
りデータをメディアに書き込む場合のデータの流れを示
している。
【００４８】ホストからのデータがＨＩＣ１５を通して
キャッシュメモリ１４内に一旦入ると、ＨＩＣ１５から
はローカルＭＰＵ１６に対してホストからコマンドが来
たことを通知する。これを受けてローカルＭＰＵ１６
は、ＨＤＣ１３に対してキャッシュメモリ１４にあるデ
ータをメディアに書き出しなさいという命令を出す。こ
の命令によりＨＤＣ１３はキャッシュメモリ１４のデー
タをメディアに転送し、メディアにデータが書き込まれ
る。
キャッシュメモリ１４内に一旦入ると、ＨＩＣ１５から
はローカルＭＰＵ１６に対してホストからコマンドが来
たことを通知する。これを受けてローカルＭＰＵ１６
は、ＨＤＣ１３に対してキャッシュメモリ１４にあるデ
ータをメディアに書き出しなさいという命令を出す。こ
の命令によりＨＤＣ１３はキャッシュメモリ１４のデー
タをメディアに転送し、メディアにデータが書き込まれ
る。
【００４９】その後、ローカルＭＰＵ１６には、ＨＩＣ
１５から、ホストからキャッシュメモリ１４への転送が
終了した旨の通知が出される一方、ＨＤＣ１３からはメ
ディアに対しての書き込みが終了した旨の通知が出され
る。
１５から、ホストからキャッシュメモリ１４への転送が
終了した旨の通知が出される一方、ＨＤＣ１３からはメ
ディアに対しての書き込みが終了した旨の通知が出され
る。
【００５０】上記動作を図３に示すライトコマンドにお
けるフローチャートを参照して詳細に説明する。
けるフローチャートを参照して詳細に説明する。
【００５１】図３はライトコマンド発行によるＨＩＣ及
びローカルＭＰＵの動作を示すタイミングチャートであ
り、図中左側はＨＩＣの動作を、図中右側はローカルＭ
ＰＵの動作を示す。なお、図中ステップＨはＨＩＣの、
ステップＭはローカルＭＰＵのステップを示す。
びローカルＭＰＵの動作を示すタイミングチャートであ
り、図中左側はＨＩＣの動作を、図中右側はローカルＭ
ＰＵの動作を示す。なお、図中ステップＨはＨＩＣの、
ステップＭはローカルＭＰＵのステップを示す。
【００５２】まず、ホストからライトコマンドが発行さ
れると、ステップＨ１でＨＩＣ１５はホストからのコマ
ンドを読み、ステップＨ２でローカルＭＰＵ１６の介在
なしに直ちにキャッシュメモリ１４へのデータ転送を開
始する（図１及び図３の転送データｄ１参照）一方、ロ
ーカルＭＰＵ１６に通知する。この通知は、図１及び図
３の制御ｃ１で示される。
れると、ステップＨ１でＨＩＣ１５はホストからのコマ
ンドを読み、ステップＨ２でローカルＭＰＵ１６の介在
なしに直ちにキャッシュメモリ１４へのデータ転送を開
始する（図１及び図３の転送データｄ１参照）一方、ロ
ーカルＭＰＵ１６に通知する。この通知は、図１及び図
３の制御ｃ１で示される。
【００５３】ステップＨ３でキャッシュメモリ１４への
データ転送が終了すると、ステップＨ４でキャッシュメ
モリ１４内に次のライトコマンドを受付可能な空き（例
えば、１ブロック）ができるまで待機し、次のライトコ
マンドを受付可能な空きがあるときはステップＨ５でＨ
ＩＣ１５はローカルＭＰＵ１６に対しコマンド終了を通
知し、再びステップＨ１に戻ってホストからの次のライ
トコマンドに備える。このローカルＭＰＵ１６への通知
は、図１及び図３の制御ｃ３で示される。
データ転送が終了すると、ステップＨ４でキャッシュメ
モリ１４内に次のライトコマンドを受付可能な空き（例
えば、１ブロック）ができるまで待機し、次のライトコ
マンドを受付可能な空きがあるときはステップＨ５でＨ
ＩＣ１５はローカルＭＰＵ１６に対しコマンド終了を通
知し、再びステップＨ１に戻ってホストからの次のライ
トコマンドに備える。このローカルＭＰＵ１６への通知
は、図１及び図３の制御ｃ３で示される。
【００５４】一方、上述したＨＩＣ１５の動作中にロー
カルＭＰＵ１６は以下のような処理を行う。
カルＭＰＵ１６は以下のような処理を行う。
【００５５】まず、ステップＭ１でコマンドの待機を行
い、このコマンド待機中にＨＩＣ１５から転送開始の通
知（図１及び図３の制御ｃ１）を受けると、ステップＭ
２でキャッシュメモリ１４にあるデータの目的アドレス
へのシーク指示を行い、ステップＭ３でＨＤＣ１３に対
してＨＤＣ１３への書き出しを指示する（図１及び図３
の制御ｃ２）。このステップＭ３及びＭ４は、上記アリ
ゴリズムを実行するためのものである。ステップＭ３及
びＭ４の処理内容の詳細については図４及び図５により
後述する。
い、このコマンド待機中にＨＩＣ１５から転送開始の通
知（図１及び図３の制御ｃ１）を受けると、ステップＭ
２でキャッシュメモリ１４にあるデータの目的アドレス
へのシーク指示を行い、ステップＭ３でＨＤＣ１３に対
してＨＤＣ１３への書き出しを指示する（図１及び図３
の制御ｃ２）。このステップＭ３及びＭ４は、上記アリ
ゴリズムを実行するためのものである。ステップＭ３及
びＭ４の処理内容の詳細については図４及び図５により
後述する。
【００５６】ローカルＭＰＵ１６からＨＤＣ１３への書
き出し指示により、ＨＤＣ１３はキャッシュメモリ１４
のデータのメディアへの転送を開始し、メディアにデー
タが書き込まれる。このデータの流れは図１及び図３の
転送データｄ２で示される。
き出し指示により、ＨＤＣ１３はキャッシュメモリ１４
のデータのメディアへの転送を開始し、メディアにデー
タが書き込まれる。このデータの流れは図１及び図３の
転送データｄ２で示される。
【００５７】その後、ローカルＭＰＵ１６は、ステップ
Ｍ４でＨＩＣ１５からコマンド終了の通知（図１及び図
３の制御ｃ３）が来るまで待機し、ＨＩＣ１５からコマ
ンド終了の通知が来るとステップＭ５でＨＤＣ１３から
書き出し終了の通知（図１及び図３の制御ｃ４）が来る
まで待機する。
Ｍ４でＨＩＣ１５からコマンド終了の通知（図１及び図
３の制御ｃ３）が来るまで待機し、ＨＩＣ１５からコマ
ンド終了の通知が来るとステップＭ５でＨＤＣ１３から
書き出し終了の通知（図１及び図３の制御ｃ４）が来る
まで待機する。
【００５８】ＨＤＣ１３から書き出し終了の通知が来る
と、ステップＭ６で図２に示すコマンドキューを参照し
て更にコマンドがキューされているかを判別する。更に
コマンドがキューされているときはステップＭ２に戻っ
て次のコマンドについて上記処理を繰り返し、コマンド
がキューされていないときはステップＭ１に戻って次の
コマンドを待つ。
と、ステップＭ６で図２に示すコマンドキューを参照し
て更にコマンドがキューされているかを判別する。更に
コマンドがキューされているときはステップＭ２に戻っ
て次のコマンドについて上記処理を繰り返し、コマンド
がキューされていないときはステップＭ１に戻って次の
コマンドを待つ。
【００５９】このようなライトコマンドにおける基本動
作において、キャッシュメモリ１４上に充分な空きがあ
る場合には、ＨＩＣ１５は、ローカルＭＰＵ１６による
書き込み処理（ステップＭ３及びＭ４の処理）には構わ
ずにホストに対して終了を通知し、ホストから次のライ
トコマンドを受付けて次のライトコマンドに基づくデー
タ転送を行い、キャッシュメモリ１４内にできるだけコ
マンドを取り込むことにより、よりパフォーマンスの向
上を図っている。すなわち、図３において、ＨＩＣ１５
が、ローカルＭＰＵ１６におけるステップＭ１〜Ｍ６の
処理とは独立して、ステップＨ１〜Ｈ５の処理を繰り返
し行うことで実現される。
作において、キャッシュメモリ１４上に充分な空きがあ
る場合には、ＨＩＣ１５は、ローカルＭＰＵ１６による
書き込み処理（ステップＭ３及びＭ４の処理）には構わ
ずにホストに対して終了を通知し、ホストから次のライ
トコマンドを受付けて次のライトコマンドに基づくデー
タ転送を行い、キャッシュメモリ１４内にできるだけコ
マンドを取り込むことにより、よりパフォーマンスの向
上を図っている。すなわち、図３において、ＨＩＣ１５
が、ローカルＭＰＵ１６におけるステップＭ１〜Ｍ６の
処理とは独立して、ステップＨ１〜Ｈ５の処理を繰り返
し行うことで実現される。
【００６０】本実施形態では、このようにしてライトコ
マンドを複数個キャッシュしたＨＤＤ１０に対して、上
述したアリゴリズムに従ってキャッシュを行ってＨＤＤ
のパフォーマンスを向上させるものである。
マンドを複数個キャッシュしたＨＤＤ１０に対して、上
述したアリゴリズムに従ってキャッシュを行ってＨＤＤ
のパフォーマンスを向上させるものである。
【００６１】図４は上述したアリゴリズムを実行するた
めのフローチャートであり、本フローはローカルＭＰＵ
１６により前記図３のステップＭ３及びＭ４において実
行する。
めのフローチャートであり、本フローはローカルＭＰＵ
１６により前記図３のステップＭ３及びＭ４において実
行する。
【００６２】まず、ステップＳＴ１で最も過去にキャッ
シュされたコマンドキューのアドレスをレジスタＯＲＧ
に格納する。ここでは、図２に示すコマンドキューの構
造において、キューアドレスの最大値は３２で、トータ
ル３２個のコマンドが保持できるものとし、最も過去に
キャッシュされたコマンドキューのアドレス１をＯＲＧ
に格納する（ＯＲＧ＝１）。
シュされたコマンドキューのアドレスをレジスタＯＲＧ
に格納する。ここでは、図２に示すコマンドキューの構
造において、キューアドレスの最大値は３２で、トータ
ル３２個のコマンドが保持できるものとし、最も過去に
キャッシュされたコマンドキューのアドレス１をＯＲＧ
に格納する（ＯＲＧ＝１）。
【００６３】次いで、ステップＳＴ２で上記ＯＲＧに格
納したコマンドキューのアドレス（最初はアドレス１）
に基づく実際のライトコマンドの書き込みアドレス及び
その書き込みレングス（以下、レングスと記載）（どこ
から何ブロック分書き込みしようとしているか）を取り
出し、ステップＳＴ３で検索元コマンドのレングスがレ
ングス制限数ｎ（例えば、ｎ＝３すなわち３ブロック）
内にあるか否かを判別する。
納したコマンドキューのアドレス（最初はアドレス１）
に基づく実際のライトコマンドの書き込みアドレス及び
その書き込みレングス（以下、レングスと記載）（どこ
から何ブロック分書き込みしようとしているか）を取り
出し、ステップＳＴ３で検索元コマンドのレングスがレ
ングス制限数ｎ（例えば、ｎ＝３すなわち３ブロック）
内にあるか否かを判別する。
【００６４】検索元コマンドのレングスがレングス制限
数内にないときは検索を行うことなくステップＳＴ４に
進み、ステップＳＴ４で直ちにメディアへの書き込み処
理を実行する。具体的には、ＨＤＣ１３に対しメディア
への書き出し指示を行う。これによって検索元コマンド
のレングスがレングス制限数内にないときのオーバーヘ
ッドが最小限となる。
数内にないときは検索を行うことなくステップＳＴ４に
進み、ステップＳＴ４で直ちにメディアへの書き込み処
理を実行する。具体的には、ＨＤＣ１３に対しメディア
への書き出し指示を行う。これによって検索元コマンド
のレングスがレングス制限数内にないときのオーバーヘ
ッドが最小限となる。
【００６５】検索元コマンドのレングスがレングス制限
数内にあるときはステップＳＴ５以降の処理で検索が開
始される。まず、ステップＳＴ５でレジスタＱにＯＲＧ
に格納したコマンドキューのアドレスを格納し（Ｑ＝Ｏ
ＲＧ）、ステップＳＴ６で検索対象となる次に古いコマ
ンドのキューアドレスとする（Ｑ＝Ｑ＋１）。例えば、
この場合には図２に示すコマンドキューの構造におい
て、コマンドキューのアドレス２に対して検索が行われ
る。
数内にあるときはステップＳＴ５以降の処理で検索が開
始される。まず、ステップＳＴ５でレジスタＱにＯＲＧ
に格納したコマンドキューのアドレスを格納し（Ｑ＝Ｏ
ＲＧ）、ステップＳＴ６で検索対象となる次に古いコマ
ンドのキューアドレスとする（Ｑ＝Ｑ＋１）。例えば、
この場合には図２に示すコマンドキューの構造におい
て、コマンドキューのアドレス２に対して検索が行われ
る。
【００６６】ステップＳＴ７では、上記キューアドレス
Ｑにコマンドが保持されているか否かを判別し、キュー
アドレスＱにコマンドがなければ検索するものがないと
判断してステップＳＴ４に進む。
Ｑにコマンドが保持されているか否かを判別し、キュー
アドレスＱにコマンドがなければ検索するものがないと
判断してステップＳＴ４に進む。
【００６７】上記キューアドレスＱにコマンドが保持さ
れているときはステップＳＴ８でそのコマンドが、検索
元コマンドが何個以上連続しているかを示す比較制限数
を超えたか否かを判別する。比較制限数を超えたときは
検索の条件にないと判断してステップＳＴ９を経由して
ステップＳＴ４に進む。ステップＳＴ９では、所定条件
により比較制限数を減少させる処理を行う。このステッ
プＳＴ９は後述するステップＳＴ１２とともに比較制限
数を動的に減少または増加させる処理であり、比較制限
数の動的変化の例については図５により詳細に後述す
る。なお、比較制限数を動的に変化させる態様を採らな
いときはこれらのステップの省略は可能である。
れているときはステップＳＴ８でそのコマンドが、検索
元コマンドが何個以上連続しているかを示す比較制限数
を超えたか否かを判別する。比較制限数を超えたときは
検索の条件にないと判断してステップＳＴ９を経由して
ステップＳＴ４に進む。ステップＳＴ９では、所定条件
により比較制限数を減少させる処理を行う。このステッ
プＳＴ９は後述するステップＳＴ１２とともに比較制限
数を動的に減少または増加させる処理であり、比較制限
数の動的変化の例については図５により詳細に後述す
る。なお、比較制限数を動的に変化させる態様を採らな
いときはこれらのステップの省略は可能である。
【００６８】上記ステップＳＴ８でコマンドが比較制限
数内にあるときは検索可能と判断してステップＳＴ１０
で書き込みアドレス及びそのレングス（どこから何ブロ
ック分書き込みしようとしているか）を取り出し、ステ
ップＳＴ１１で完全に上書きされるコマンドであるか否
かを判別する。
数内にあるときは検索可能と判断してステップＳＴ１０
で書き込みアドレス及びそのレングス（どこから何ブロ
ック分書き込みしようとしているか）を取り出し、ステ
ップＳＴ１１で完全に上書きされるコマンドであるか否
かを判別する。
【００６９】完全に上書きされるコマンドでなければス
テップＳＴ６に戻ってその次に古いコマンドのキューア
ドレスを対象として上記処理を繰り返す。
テップＳＴ６に戻ってその次に古いコマンドのキューア
ドレスを対象として上記処理を繰り返す。
【００７０】完全に上書きされるコマンドであればステ
ップＳＴ１２で所定条件により比較制限数を増加させる
処理を行いステップＳＴ１３に進む。ステップＳＴ１３
では、上書きされるコマンドがあった場合であるからＯ
ＲＧを次に古いコマンドキューのアドレスにする（ＯＲ
Ｇ＝ＯＲＧ＋１）。したがって、この場合はステップＳ
Ｔ４によるメディアへの書き込み実行処理を経由せず
に、次に古いコマンドキューのアドレスに移行したこと
になるから、メディアへの不要なアクセスが省略された
ことになる。
ップＳＴ１２で所定条件により比較制限数を増加させる
処理を行いステップＳＴ１３に進む。ステップＳＴ１３
では、上書きされるコマンドがあった場合であるからＯ
ＲＧを次に古いコマンドキューのアドレスにする（ＯＲ
Ｇ＝ＯＲＧ＋１）。したがって、この場合はステップＳ
Ｔ４によるメディアへの書き込み実行処理を経由せず
に、次に古いコマンドキューのアドレスに移行したこと
になるから、メディアへの不要なアクセスが省略された
ことになる。
【００７１】次いで、ステップＳＴ１４でコマンドキュ
ーのキューアドレスが空か（ＯＲＧ＝空か）否かをチェ
ックし、コマンドキューのキューアドレスが空のときは
キャッシュメモリ１４にもうコマンドがキューされてい
ないと判断して本フローを終了し、コマンドキューのキ
ューアドレスが空でないときはステップＳＴ５に戻って
次のキューアドレスに対して上記処理を繰り返す。
ーのキューアドレスが空か（ＯＲＧ＝空か）否かをチェ
ックし、コマンドキューのキューアドレスが空のときは
キャッシュメモリ１４にもうコマンドがキューされてい
ないと判断して本フローを終了し、コマンドキューのキ
ューアドレスが空でないときはステップＳＴ５に戻って
次のキューアドレスに対して上記処理を繰り返す。
【００７２】次に、比較制限数の動的変化の例について
説明する。
説明する。
【００７３】本実施形態では、比較制限数の動的変化
は、以下の方法に従って実行した。
は、以下の方法に従って実行した。
【００７４】比較制限数の下限は３、上限は１５に設定
する。
する。
【００７５】５０個連続したライトコマンドを対象に比
較制限数を次のように動的変化させる（対象中に完全に
上書きされるものを含むときこれをヒットと呼ぶ）。
較制限数を次のように動的変化させる（対象中に完全に
上書きされるものを含むときこれをヒットと呼ぶ）。
【００７６】ヒットがある場合は、比較制限数を＋３す
る。
る。
【００７７】ヒットがない場合は、比較制限数を−１す
る。
る。
【００７８】図５は上記設定条件に従って実行される比
較制限数の動的変化処理を示すフローチャートであり、
前記図４のステップＳＴ９，ＳＴ１２において実行され
る。
較制限数の動的変化処理を示すフローチャートであり、
前記図４のステップＳＴ９，ＳＴ１２において実行され
る。
【００７９】まず、ステップＳＴ２１で比較制限数に下
限の３をセットし、ステップＳＴ２２でコマンドカウン
タを０に設定する。すなわち、本プログラムの開始直後
は、できるだけ検索範囲を狭めることによってまずオー
バーヘッドを最小にしておくとともに、本プログラムが
適切に実行されるに従って検索範囲を拡大してコマンド
のヒット率を高める。
限の３をセットし、ステップＳＴ２２でコマンドカウン
タを０に設定する。すなわち、本プログラムの開始直後
は、できるだけ検索範囲を狭めることによってまずオー
バーヘッドを最小にしておくとともに、本プログラムが
適切に実行されるに従って検索範囲を拡大してコマンド
のヒット率を高める。
【００８０】次いで、ステップＳＴ２３でコマンドカウ
ンタで与えられた１コマンドについて検索元コマンドと
比較することによってキューの検索を行う。次いで、ス
テップＳＴ２４で５０個の連続したコマンドの中にヒッ
トがあるか否かを判別し、ヒットがある場合はステップ
ＳＴ２５で比較制限数を＋３する。ステップＳＴ２６で
は、比較制限数が上限の１５を超えるか否かを判別し、
比較制限数が上限の１５を超えるときはステップＳＴ２
７で比較制限数を上限の１５としてステップＳＴ２２に
戻り再び次のヒットをチェックする。
ンタで与えられた１コマンドについて検索元コマンドと
比較することによってキューの検索を行う。次いで、ス
テップＳＴ２４で５０個の連続したコマンドの中にヒッ
トがあるか否かを判別し、ヒットがある場合はステップ
ＳＴ２５で比較制限数を＋３する。ステップＳＴ２６で
は、比較制限数が上限の１５を超えるか否かを判別し、
比較制限数が上限の１５を超えるときはステップＳＴ２
７で比較制限数を上限の１５としてステップＳＴ２２に
戻り再び次のヒットをチェックする。
【００８１】一方、ステップＳＴ２４で５０個の連続し
たコマンドの中にヒットがない場合は、ステップＳＴ２
８でコマンドカウンタを＋１インクリメントし、ステッ
プＳＴ２９でコマンドカウンタが５０以上か否かを判別
する。
たコマンドの中にヒットがない場合は、ステップＳＴ２
８でコマンドカウンタを＋１インクリメントし、ステッ
プＳＴ２９でコマンドカウンタが５０以上か否かを判別
する。
【００８２】コマンドカウンタが５０未満のときはステ
ップＳＴ２３に戻ってキューの検索を続け、コマンドカ
ウンタが５０以上のときはステップＳＴ３０で比較制限
数が３、すなわち下限か否かを判別する。
ップＳＴ２３に戻ってキューの検索を続け、コマンドカ
ウンタが５０以上のときはステップＳＴ３０で比較制限
数が３、すなわち下限か否かを判別する。
【００８３】比較制限数が３のときは下限であると判断
してステップＳＴ２２に戻って再び次のヒットをチェッ
クし、比較制限数が３でないときは比較制限数を−１し
てステップＳＴ２２に戻る。
してステップＳＴ２２に戻って再び次のヒットをチェッ
クし、比較制限数が３でないときは比較制限数を−１し
てステップＳＴ２２に戻る。
【００８４】このようにして、５０個連続したライトコ
マンドが完全に上書きされるものを含む場合は、比較制
限数の下限３及び上限１５の範囲内で、比較制限数を＋
３し、含まない場合は、比較制限数を−１する動的変化
が実現される。
マンドが完全に上書きされるものを含む場合は、比較制
限数の下限３及び上限１５の範囲内で、比較制限数を＋
３し、含まない場合は、比較制限数を−１する動的変化
が実現される。
【００８５】以上説明したように、本実施形態に係るＨ
ＤＤ１０は、磁気ヘッド１１と、チャネルモジュール１
２と、ＨＤＣ１３と、キャッシュメモリ１４と、キャッ
シュメモリ１４にキャッシュされる複数のコマンドを保
持するコマンドキューを有し、ホストインターフェース
周辺の処理をハードウェアにより行うＨＩＣ１５と、Ｈ
ＤＣ１３及びＨＩＣ１５に対する制御を含む、ＨＤＤ全
体の制御を行うローカルＭＰＵ１６とを備え、キャッシ
ュメモリ１４にキャッシュされているライトコマンドに
よって、ＨＩＣ１５に対してメディアへのデータの書き
込みを指示し、キャッシュメモリ１４にキャッシュされ
ている複数のライトコマンドのうち、より最近に発行さ
れたコマンドによって完全に上書きされる検索元コマン
ドを検索し、検索元コマンドによってはメディアへのデ
ータの書き込みを行わないようにしたので、同一アドレ
スへ同一コマンドが所定の間隔で繰り返し行われる場
合、重複コマンド実行によるパフォーマンス低下を最小
限に抑えながら、メディアへの書き込みを削減すること
ができ、全体のパフォーマンスを向上させることができ
る。
ＤＤ１０は、磁気ヘッド１１と、チャネルモジュール１
２と、ＨＤＣ１３と、キャッシュメモリ１４と、キャッ
シュメモリ１４にキャッシュされる複数のコマンドを保
持するコマンドキューを有し、ホストインターフェース
周辺の処理をハードウェアにより行うＨＩＣ１５と、Ｈ
ＤＣ１３及びＨＩＣ１５に対する制御を含む、ＨＤＤ全
体の制御を行うローカルＭＰＵ１６とを備え、キャッシ
ュメモリ１４にキャッシュされているライトコマンドに
よって、ＨＩＣ１５に対してメディアへのデータの書き
込みを指示し、キャッシュメモリ１４にキャッシュされ
ている複数のライトコマンドのうち、より最近に発行さ
れたコマンドによって完全に上書きされる検索元コマン
ドを検索し、検索元コマンドによってはメディアへのデ
ータの書き込みを行わないようにしたので、同一アドレ
スへ同一コマンドが所定の間隔で繰り返し行われる場
合、重複コマンド実行によるパフォーマンス低下を最小
限に抑えながら、メディアへの書き込みを削減すること
ができ、全体のパフォーマンスを向上させることができ
る。
【００８６】本発明を実際のＨＤＤ上に適用した実験例
では、比較制限数を動的に変化させない場合でも従来例
に比較して約５〜１２％の速度向上が達成できた。
では、比較制限数を動的に変化させない場合でも従来例
に比較して約５〜１２％の速度向上が達成できた。
【００８７】本実施形態では、本発明をＨＤＤに適用し
た例を説明したが、これに限らず、キャッシュメモリを
備えたディスクドライブ装置であればどのような装置に
でも本発明を適用できる。例えば、光磁気ディスク等Ｈ
ＤＤ以外の外部記録装置に用いてもよく、上述の実施形
態と同様の効果を得ることができる。
た例を説明したが、これに限らず、キャッシュメモリを
備えたディスクドライブ装置であればどのような装置に
でも本発明を適用できる。例えば、光磁気ディスク等Ｈ
ＤＤ以外の外部記録装置に用いてもよく、上述の実施形
態と同様の効果を得ることができる。
【００８８】また、本実施形態では、比較制限数を動的
に変化させるようにしているが、動的変化の例は一例で
あることは言うまでもなく、比較制限数を固定値とする
ものであってもよい。要は、キャッシュメモリ内にキャ
ッシュされている複数のライトコマンドのうち、より最
近に発行されたコマンドによって完全に上書きされるコ
マンドが所定の条件下にあるときはメディアへの書き込
みをしないようにするものであればどのような態様であ
ってもよい。
に変化させるようにしているが、動的変化の例は一例で
あることは言うまでもなく、比較制限数を固定値とする
ものであってもよい。要は、キャッシュメモリ内にキャ
ッシュされている複数のライトコマンドのうち、より最
近に発行されたコマンドによって完全に上書きされるコ
マンドが所定の条件下にあるときはメディアへの書き込
みをしないようにするものであればどのような態様であ
ってもよい。
【００８９】さらに、上記ディスクドライブ装置を構成
するＨＤＣ、キャッシュメモリ、ＨＩＣ等の種類、数な
どは上述した実施形態に限られないことは言うまでもな
い。
するＨＤＣ、キャッシュメモリ、ＨＩＣ等の種類、数な
どは上述した実施形態に限られないことは言うまでもな
い。
【００９０】
【発明の効果】本発明に係るディスクドライブ装置及び
その制御方法では、キャッシュメモリ内にキャッシュさ
れているライトコマンドによって、ディスク制御手段に
対してディスク状記憶媒体へのデータの書き込みの指示
を指示し、キャッシュメモリ内にキャッシュされている
複数の各ライトコマンドからその書き込みアドレス及び
その書き込みレングスを取り出し、より最近に発行され
たライトコマンドによって書き込みアドレス及び書き込
みレングスから完全に上書きされるライトコマンドがキ
ャッシュメモリ内のコマンドキュー内にあるか否かを検
索し、該コマンドキュー内に検索された上書きされるラ
イトコマンドがある場合には、該ライトコマンドによっ
ては、ディスク状記憶媒体へのデータの書き込みは行わ
ないようにディスク制御手段を制御するようにしたの
で、コマンドオーバーヘッドを最小限に抑えながら、メ
ディアへの書き込みを削減することができ、全体のパフ
ォーマンスを向上させることができる。
その制御方法では、キャッシュメモリ内にキャッシュさ
れているライトコマンドによって、ディスク制御手段に
対してディスク状記憶媒体へのデータの書き込みの指示
を指示し、キャッシュメモリ内にキャッシュされている
複数の各ライトコマンドからその書き込みアドレス及び
その書き込みレングスを取り出し、より最近に発行され
たライトコマンドによって書き込みアドレス及び書き込
みレングスから完全に上書きされるライトコマンドがキ
ャッシュメモリ内のコマンドキュー内にあるか否かを検
索し、該コマンドキュー内に検索された上書きされるラ
イトコマンドがある場合には、該ライトコマンドによっ
ては、ディスク状記憶媒体へのデータの書き込みは行わ
ないようにディスク制御手段を制御するようにしたの
で、コマンドオーバーヘッドを最小限に抑えながら、メ
ディアへの書き込みを削減することができ、全体のパフ
ォーマンスを向上させることができる。
【図１】本発明を適用した実施形態に係るディスクドラ
イブ装置の構成を示すブロック図である。
イブ装置の構成を示すブロック図である。
【図２】上記ディスクドライブ装置のキャッシュメモリ
のコマンドキューの構造を示す図である。
のコマンドキューの構造を示す図である。
【図３】上記ディスクドライブ装置の動作を説明するた
めのタイミングフローチャートである。
めのタイミングフローチャートである。
【図４】上記ディスクドライブ装置のローカルＭＰＵの
動作を説明するためのフローチャートである。
動作を説明するためのフローチャートである。
【図５】上記ディスクドライブ装置の比較制限数の動的
変化の動作を説明するためのフローチャートである。
変化の動作を説明するためのフローチャートである。
１０ ディスクドライブ装置、１１ 磁気ヘッド、１２
チャネルモジュール、１３ ハードディスクコントロ
ーラ（ＨＤＣ）、１４ キャッシュメモリ、１５ ホス
トインターフェースコントローラ（ＨＩＣ）、１６ ロ
ーカルＭＰＵ
チャネルモジュール、１３ ハードディスクコントロ
ーラ（ＨＤＣ）、１４ キャッシュメモリ、１５ ホス
トインターフェースコントローラ（ＨＩＣ）、１６ ロ
ーカルＭＰＵ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 柿原 俊男 神奈川県藤沢市桐原町１番地 日本ア イ・ビー・エム株式会社 藤沢事業所内 (72)発明者 浅野 秀夫 神奈川県藤沢市桐原町１番地 日本ア イ・ビー・エム株式会社 藤沢事業所内 (72)発明者 戸張 敦 神奈川県藤沢市桐原町１番地 日本ア イ・ビー・エム株式会社 藤沢事業所内 (56)参考文献 特開 昭61−223956（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−265860（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−14151（ＪＰ，Ａ) 特開 昭59−136859（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−37935（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−263146（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−218846（ＪＰ，Ａ) 特開 昭64−50139（ＪＰ，Ａ) 特表 平６−502271（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 12/08 G06F 12/00,3/06 G11B 19/02
Claims (5)
- 【請求項１】 ディスク状記憶媒体と、 前記ディスク状記憶媒体に対しデータの読み出し／書き
込みの動作を制御するディスク制御手段と、 前記ディスク状記憶媒体に書き込む複数のデータ、該デ
ータの各ライトコマンドおよび該各ライトコマンドを保
持するコマンドキューを保持するキャッシュメモリと、 ハードウェアによりホストとキャッシュメモリの間のデ
ータ転送を行うホストインターフェース制御手段と、 ディスク状記憶媒体とキャッシュメモリの間のデータ転
送制御を含む、装置全体の動作を制御するマイクロプロ
セッサとを備え、 前記ホストインターフェース制御手段は、 前記キャッシュメモリ内にキャッシュされる複数のライ
トコマンドを保持するコマンドキューを有し、 前記ライトコマンド実行によるデータ転送開始を前記マ
イクロプロセッサに通知するとともに、 前記ライトコマンド終了によるデータ転送終了を前記マ
イクロプロセッサに通知し、 前記マイクロプロセッサは、 前記ホストインターフェース制御手段から前記データ転
送開始通知を受け取ると、前記キャッシュメモリ内にキ
ャッシュされているライトコマンドによって、前記ディ
スク制御手段に対して前記ディスク状記憶媒体へのデー
タの書き込みを指示し、 前記キャッシュメモリ内にキャッシュされている複数の
各ライトコマンドからその書き込みアドレス及びその書
き込みレングスを取り出し、より最近に発行されたライ
トコマンドによって前記書き込みアドレス及び前記書き
込みレングスから完全に上書きされるライトコマンドが
前記キャッシュメモリ内の前記コマンドキュー内にある
か否かを検索し、該コマンドキュー内に検索された上書
きされるライトコマンドがある場合には、該ライトコマ
ンドによっては、前記ディスク状記憶媒体へのデータの
書き込みを行わないように前記ディスク制御手段を制御
することを特徴とするディスクドライブ装置。 - 【請求項２】 請求項１記載のディスクドライブ装置に
おいて、 前記より最近に発行されたライトコマンドによって上書
きされるライトコマンドの検索は、前記キャッシュメモリ内の前記コマンドキュー内にある
上書きされるライトコマンドから 連続した所定数のライ
トコマンドについてのみを対象に検索することを特徴と
するディスクドライブ装置。 - 【請求項３】 請求項１記載のディスクドライブ装置に
おいて、 前記より最近に発行されたライトコマンドによって上書
きされるライトコマンドの検索は、前記キャッシュメモリ内の前記コマンドキュー内にある
上書きされるライトコマンドの書き込みレングスが 所定
の書き込みレングスの制限数以下のライトコマンドであ
る場合についてのみを対象に検索することを特徴とする
ディスクドライブ装置。 - 【請求項４】 請求項１記載のディスクドライブ装置に
おいて、 前記より最近に発行されたライトコマンドによって上書
きされるライトコマンドの検索で検索範囲を拡大するこ
とにより前記上書きされるライトコマンドの検索率を高
めると共に、検索範囲を縮小することにより検索時間を
短縮させる手段を備え、 前記過去の検索率により、前記上書きされるライトコマ
ンドが見つかれば見つかるほど検索範囲を拡大するため
に増やされ、前記上書きされるライトコマンドが見つか
らなければ見つからないほど検索範囲を縮小するために
減らされる比例制限値を、所定範囲内で動的に変化さ
せ、 前記上書きされるライトコマンドの検索は、前記上書きされるライトコマンドから 連続したライトコ
マンドが、前記比較制限値内にあるときのみを対象に検
索することを特徴とするディスクドライブ装置。 - 【請求項５】 ディスク状記憶媒体に対しデータの読み
出し／書き込みの動作を制御するディスク制御手段と、 前記ディスク状記憶媒体に書き込む複数のデータ、該デ
ータの各ライトコマンドおよび該各ライトコマンドを保
持するコマンドキューを保持するキャッシュメモリと、 ハードウェアによりホストとキャッシュメモリの間のデ
ータ転送を行うホストインターフェース制御手段と、 ディスク状記憶媒体とキャッシュメモリの間のデータ転
送制御を含む、装置全体の動作を制御するマイクロプロ
セッサとを備えたディスクドライブ装置の制御方法にお
いて、前記ホストインターフェース制御手段には、 ライトコマ
ンドが発行されると、ホストからキャッシュメモリにデ
ータ転送するとともに、マイクロプロセッサに対しコマ
ンド実行によるデータ転送開始及びそのデータ転送終了
を通知させ、前記マイクロプロセッサには、 前記データ転送開始通知
を受け取ると、前記キャッシュメモリ内にキャッシュさ
れているライトコマンドによって、前記ディスク制御手
段に対して前記ディスク状記憶媒体へのデータの書き込
みの指示を与えさせ、 前記キャッシュメモリ内にキャッシュされている複数の
各ライトコマンドからその書き込みアドレス及びその書
き込みレングスを取り出し、より最近に発行されたライ
トコマンドによって前記書き込みアドレス及び前記書き
込みレングスから完全に上書きされるライトコマンドが
前記キャッシュメモリ内の前記コマンドキュー内にある
か否かを検索し、該コマンドキュー内に検索された上書
きされるライトコマンドがある場合には、該ライトコマ
ンドによっては、前記ディスク状記憶媒体へのデータの
書き込みは行わないように前記ディスク制御手段を制御
することを特徴とするディスクドライブ装置の制御方
法。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP07513997A JP3358795B2 (ja) | 1997-03-27 | 1997-03-27 | ディスクドライブ装置及びその制御方法 |
| US09/049,682 US6219750B1 (en) | 1997-03-27 | 1998-03-27 | Disk drive having control mechanism to reduce or eliminate redundant write operations and the method thereof |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP07513997A JP3358795B2 (ja) | 1997-03-27 | 1997-03-27 | ディスクドライブ装置及びその制御方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10275111A JPH10275111A (ja) | 1998-10-13 |
| JP3358795B2 true JP3358795B2 (ja) | 2002-12-24 |
Family
ID=13567576
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP07513997A Expired - Fee Related JP3358795B2 (ja) | 1997-03-27 | 1997-03-27 | ディスクドライブ装置及びその制御方法 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6219750B1 (ja) |
| JP (1) | JP3358795B2 (ja) |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6430660B1 (en) * | 1999-05-21 | 2002-08-06 | International Business Machines Corporation | Unified memory hard disk drive system |
| US20050144510A1 (en) * | 2003-12-24 | 2005-06-30 | Fernando Zayas | Cache search accelerator |
| GB0424489D0 (en) * | 2004-11-05 | 2004-12-08 | Ibm | A method apparatus computer program and computer program product for reducing the number of operations performed by a persistence manager against a persistent |
| US7730256B2 (en) * | 2005-08-22 | 2010-06-01 | Broadcom Corporation | Dual work queue disk drive controller |
| JP4676378B2 (ja) * | 2006-05-18 | 2011-04-27 | 株式会社バッファロー | データ記憶装置およびデータ記憶方法 |
| US7904619B2 (en) | 2006-11-24 | 2011-03-08 | Sandforce, Inc. | System, method, and computer program product for reducing memory write operations using difference information |
| US8090980B2 (en) * | 2006-12-08 | 2012-01-03 | Sandforce, Inc. | System, method, and computer program product for providing data redundancy in a plurality of storage devices |
| US7904672B2 (en) | 2006-12-08 | 2011-03-08 | Sandforce, Inc. | System and method for providing data redundancy after reducing memory writes |
| CN102929751B (zh) * | 2006-12-08 | 2018-04-20 | Lsi公司 | 多个存储装置中的数据冗余 |
| JP4770766B2 (ja) * | 2007-03-23 | 2011-09-14 | 日本電気株式会社 | キャッシュメモリ装置及びそのキャッシュ管理方法，キャッシュ管理用プログラム |
| US7849275B2 (en) | 2007-11-19 | 2010-12-07 | Sandforce, Inc. | System, method and a computer program product for writing data to different storage devices based on write frequency |
| JP2015014963A (ja) * | 2013-07-05 | 2015-01-22 | 富士通株式会社 | ストレージ制御装置、制御プログラム及び制御方法 |
| JP6101170B2 (ja) | 2013-07-26 | 2017-03-22 | 株式会社日立製作所 | 計算機システム、キャッシュ管理方法、及び計算機 |
| US10310923B1 (en) | 2014-08-28 | 2019-06-04 | Seagate Technology Llc | Probabilistic aging command sorting |
| US10831403B2 (en) | 2017-05-19 | 2020-11-10 | Seagate Technology Llc | Probabalistic command aging and selection |
Family Cites Families (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5586291A (en) * | 1994-12-23 | 1996-12-17 | Emc Corporation | Disk controller with volatile and non-volatile cache memories |
-
1997
- 1997-03-27 JP JP07513997A patent/JP3358795B2/ja not_active Expired - Fee Related
-
1998
- 1998-03-27 US US09/049,682 patent/US6219750B1/en not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH10275111A (ja) | 1998-10-13 |
| US6219750B1 (en) | 2001-04-17 |
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