JPH01179280A - 記録媒体の読み取りおよび書き込みのための方法および装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】

産業上の利用分野 本発明は、ディスクなどのような書き替え可能な記録媒
体のス

【・ア訂）Ｊ、（２，関し、また中央処理装置と
記録媒体との間におけるストア領域の割当て方法に関す
る。 背景技術 従来から第８図のよ）るこ、ディス−Ｄに対する可動ヘ
ッドＨを持つ書きＰＰ、Ｌ可能ディスク装置の書き替え
可能特性は、’！ｔ　Ｉ’ｉｌ　ｉ、、：なった情報が
記録へれていた場所、すなわちストア頭域φ位であるシ
リンダを、新たな情報の記録のために再利用するロ的Ｃ
：使われてきた、第と（目では、シリンダは周方向に延
びかつ半径ｊｊ向ζ゛配）され、各シリ〉・ダには１〜
ｒｌの番号がｆ・ｔ　：’：　、１、ている。当然、不
用になった情報が記録さｉｔていた場所かディスク内に
散在するに至ったｊ＠αに、それらの再利用可能場所を
１関所にまとめて再配置する目的にも、この書き替えｉ
ｉ’Ｊ能特性は傳イ・ｈ、できた、書き替ノ可能特性を
これ等の目的で使用する限り、情報すなわちファイルの
記録場所はディスクに情報を記録する時点の条件のみで
決められてしまう。そして−旦記録された情報の記録場
所は不変であり、上記の再配置をしない限り当該情報が
消去されるまで同じ位置に存在し続ける。たとえ再配置
をしても、再配置は再利用可能場所の確保が第一義の目
的であるので、情報の読み取り速度や書き込み速度の向
上に関しては、せいぜい既存の記録情報のディスク内の
分布範囲を縮小したり、ディスク内の情報の物理的な順
序とキーの値による論理的な順序が一致するようにする
とい−）な、静的な範囲の改善レベルにとどまってしま
う。 したがって、記録情報の読み取り頻度と読み取り順序を
考慮して計画的にディスク内の記録＋ｆｆｉ？！の並べ
替えを実施しない限り、使用頻度の多いシリンダが互い
に近くに存在することが保証されないので、ヘッドの平
均シーク距離が長くなり、ディスクの平均入出力時間が
長くかかつて、中央処理装置がディスクとの間で情報交
換する際にディスクの入出力操ｆヤ完了待ちの状態が発
生して性能を発揮できな・くなる現竿が生ずる。しかし
記録情報の読み取り頻度と読み取り順序を考慮して計画
的にディスク内の記録情報を並べ替えることは、ディス
ク使用者にとって繁雑でかつ並べ替え操作手段確立の仕
事が能力の範囲を越えるために従来がら行われていない
。 結局、従来の可動ヘッドを持つ書き替え可能ディスク装
置では、シークによる処理時間の遅延は避けられないも
のであった。 また・従来から、書き替え可能ディスク装置への情報の
記録は、ファイルエリアのためのストア領域単位である
シリンダ確保（ａｌｌｏｃａｔｉｏｎ）　、すなわち予
約と、実際にシリンダｌ＼の情報の書き込みの２段階の
ステップで行われてきた。そのため。 当初記録すべき情報量が少なくても将来の追加情報量の
増加に備えて、予めファイルエリアとして余裕をもって
シリンダを確保しておく必要があった。この余裕シリン
ダは他のファイルエリアとして使用できないので、実際
に追加情報の記録に使われずに、結果としてディスクが
無駄に消費されることがあった。 逆のＪ′％合として、再配置によってファイルエリアの
中の不用になった情報が記録されていた場所を整理した
後、空きシリンダが生じたときにも、゛この空きシリン
ダは他のファイルエリアとして使用できないので、追加
の情報記録が無ければ同様にディスクが無駄に消費され
ていた。 そのほか、当初のファイルエリアの見積もりが不充分で
あった場合は、他のファイルエリアに空きシリンダがあ
ってもファイルエリアとしてまだ割当てられていないシ
リンダがディスクに無ければ処理が中断してしまったり
、仮に空きシリンダがあったとしても追加の拡張された
ファイルエリアが当初のファイルエリアのシリンダから
離れた場所のシリンダにとられたりした。後者の場合に
は、ファイル全体を別の１つの場所に再配置しなければ
、可動ヘッドを持つ書き替え可能ディスク装置ではシー
クによる処理時間の遅延が発生していた。 発明が解決すべき問題点 本発明の目的は、可動ヘッドの移動量を可及的に少なく
して、そのヘッドによる記録媒体の書き込みまたは読み
出しを短時間て行うことができるようにした書き賛え可
能な記録媒体のストア方法を提供することである。 本発明の池の目的は、中央処理装置による記録媒体のス
トア領域単位の確保（ａｌｌｏｃａＬｉｏｎ）−すなわ
ち予約が行われるとき、記録媒体の実際のストア領域単
位が使用されないままになっていることを防ぎ、記録媒
体の容量を効率よく使用することができるようにしたス
トア頭載の割当て方法を提供することである。 問題点を解決するための手段 本発明は、記録媒体を回転した状態で、書き込みおよび
読み出しのためのヘッドを、記録媒１本を横切って移動
させるように構成し、 記録媒体には、周方向に延びる複数のストア領域単位を
半径方向に配置し、 各ストア領域単位毎の読み出し回数を計数し、その計数
値に基づき、読み出し頻度が多いと判定されるストア領
域単位を、半径方向に隣接して再配置することを特徴と
する書き替え可能な記録媒体のストア方法である。 また本発明は、中央処理装置から導出されるストア領域
単位毎の確保要求アドレスすなわち予約アドレスと、記
録媒体の実際のアドレスとを、相互に変換し、中央処理
装置によって使用されていない予約アドレスを、実際の
アドレス領域単位には割当てないことを特徴とするスト
ア領域の割当て方法である。 作　　用 本発明に従えば、可動ヘッドを用いて書き替え可能な記
録媒体への書き込みまたは読み出しと行う装置において
、記録媒体に記録された情報を使用頻度順に動的にスト
ア領域単位毎に並べ替えて配列し、その使用頻度が多い
ストア領域単位を半径方向に隣接して配置するようにし
たので、ヘッドがシークするときの移動距離を短縮する
ことができ、これによって処理時間を短縮することが可
能になる。 また本発明に従えば、中央処理装置によってストア領域
単位の確保要求（ａｌｌｏｃａｔｉｏｎ）すなわち予約
だけがなされていて、いまだ情報の書き込み要求がなさ
れていないストア領域単位に関して、ストア領域単位の
確保要求だけ登録しておき、記録媒体における実際のス
Ｉ・ア領域単位の割当てを情報書き込み時まで延期する
ことができ、またたとえばファイルエリア内の情報が一
部消去されて記録情報がなくなったス（〜ア領域単位に
関して、ストア領域単位の確保要求（ａｌ　１ｏｃａｔ
　ｉｏｎ　）だけ残しておき、割当てられていたストア
領域単位グ）アドレスであるシリンダ番号などの番号を
、空きストア領域単位として解放することによって、記
録媒体からファイルエリアだけが確保されていて、実際
に情報が記録されていないストア領域単位を無くすこと
ができ、情報のストアをディスク容量の利用効率を高め
て行うことができるようになる。 実施例 第１図は本発明の一実施例のディスク装置１の簡略化し
た平面図であり、第２図はこのディスク装置１に接続さ
れる電気的構成を示すブロック図である。これらの図面
を参照して、書き替え可能な記録媒体であるディスク２
は、回転軸３のまわりに矢符４のように回転駆動される
。ディスク２に８き込みおよび読み出しを行うためのヘ
ッドＨはへラドアーム５に固定されており、このアーム
５は駆動手段６によってヘッドＨがディスク２を横切っ
て移動させる。ヘッドＨは、第１図のようにディスク２
の半径方向に変位するように構成されていてもよく、あ
るいはまたそのディスク２の￥−径方向に対して角度を
有して直線状にまたは湾曲した経路を辿って移動するよ
うに構成されていてもよい。 このディスク２には、半径方向内方から半径方向外方に
わたって同心状にストア領域単位が形成され、そのスト
ア領域単位の１または複数毎のストア領域は、バッファ
域７と、読み取り域８と、管理域つと、書き込み域１０
とを含む。この実施例では、ストア領域単位をシリンダ
と称し、シリンダの確保要求を仮想シリンダの割当て、
実際のディスクのシリンダ割当てを実シリンダの割当て
とする。それに伴い中央処理装置側のディスク制御装万
】１から見たシリンダを仮想シリンダとし、この仮想シ
リンダの番号を仮想シリンダ番号と言い、ディスク内の
シリンダを実シリンダとし、この実シリンダの番号を実
シリンダ番号と言う。 バッファ域７は、実シリンダ番号１を有するシリンダを
含む。 読み取り域８は、第１図に明らかなように実シリンダ番
号２〜６を有するスト・ア領域単位であるシリンダを含
み、管理域っけ実シリンダ番号７を有し、書き込み域１
０は実シリンダ番号８〜ｒｌのストア領域単位であるシ
リ〉・ダを有する。これらの実シリンダ番号１〜ｒ１を
有する各シリンダは、周方向に延び、半径方向に配置さ
れており、各シリンダは同心状に形成されているけれど
も、池、７）実施例としてこれらのシリンダは渦巻き状
に形成されていてもよい。また実シリンダ番号は、半径
方向外方から半径方向内方に向かって昇順にｆ寸爵され
ていてもよい。 このような第１図に示されたディスク装置１に関連して
、第２［Ｊに示されるディスク制御装置１１と、処理回
路１２と、ディスク制御装置１１に接続される中央処理
装置の主記憶装置１３とが設けられる。この第２図にお
いて、実線は指令の流れを示し、破線は情報の流れを示
す。ディスク制御装置１１は、ディスク２に記録再生さ
せる情報を中央処理装置の主記憶装置１３との間で交換
する働きをし、このディスク制御装置１１には、ディス
ク装置１のディスク２にディスク制御装置１１からの情
報を記録再生させる仮想シリンダ／実シリンダ変換手段
１４が接続される。仮想シリンダ管理表バッファ部１５
は、仮想シリンダ／実シリンダ変ＩＱ手段１４が使用す
る、第１表に示す仮想シリンダ毎に仮想シリンダ番号２
ファイル名、ファイル内相対シリンダ番号、属性、前々
回参照回数、前々回鮮度率、前回参照回数、前回鮮度率
、今回参照回数、今回鮮度率、優先順位判定値、現在実
シリンダ番号、新実シリンダ番号を持つ仮想シリンダ管
Ｆ１表を記憶する。 （以下余白） 第　　１　　　表 さらにこの処理回路１２では、 仮想シリンダ／実シリンダ変換手１′２１４の指示によ
りディスク装ｒｆ１１のディスク２の管理域９から仮想
シリンダ管理表を読み取り、仮想シリンダ管理表バッフ
ァ部１５に記憶させる管理域内容読み取り手段１６と、 仮想シリンダ／実シリンダ変換手段１４の指示により仮
想シリンダ管理表バッファ部１５から仮想シリンダ管理
表を読み取り、ディスク装置１のディスク２の管理域９
に記録する管理域内容更新手段１７と、 Ｆｉ、想シリンダ移動ｆｔＥ業と管理域移動作業時に一
時的にディスク２の１シリンダ分の内容を記憶するシリ
ンダ移動作業用バッファ部１８と、仮想シリンダ、／実
シリンダ変換手段１４の指示によりディスク装置１のデ
ィスク２の仮想シリンダをシリンダ移動作業用バッファ
部１８を使って並べ替え移動する仮想シリンダ並べ替え
手段１つと。 ｒｆｉ、想シリンダ／′実シリンダ変換手段１４の指示
によりディスク装置１のディスク２の管理域をシリンダ
移動作業用バッファ部１８を使って移動する管理職移動
手段２０を具備する。 第３図はディスク制御装置１１と処理回路１２の動作を
説明するための主処理手順を示すフローチャートであり
、第４図は管理域移動手順を示すフローチャートであり
、第５図は仮想シリンダの並べ替え手順を示すフローチ
ャートである。第３図のステップｎ１からステップｎ２
に移り、第２図に示される仮想シリンダ管理表バッファ
部１５に管理域９の内容を読出してストアし、コピーす
る。ステップｒｒ　３では、ディスク制御装置１１から
の情報があるかどうかが判断され、その情報があればス
テップｒ＋　４に移り、仮想シリンダ管理表の仮想シリ
ンダ番号の登録、更新、消去を行う。 ステップｒｒ　５では、ディスク装置１への書き込み／
読み取りの指令があるかどうかが判断され、そうであれ
ば、ステップｎ６に移り、実シリンダによるディスク装
置１への情報書き込み／読み取りの処理が行われる。ス
テップｎ７では、ディスク制御装置１１にディスク装置
１のへンド１１からの読出した情報を返す。ステップｒ
１８では仮想シリンダ管理表の変更があるかどうかが判
断され、変更があれば、管理域９の内容が更新される。 ステップｒ１１０ではディスク制御装置１１およびディ
スク装置１の稼働率が設定値以下かどうかが判断され、
設定値以下であればステップｎ　１１に移り、書き込み
域１０の情報記録済み実シリンダの数あるいは読み取り
域８の空き実シリンダの数がディスク２の全シリンダの
数に対して設定された割合を越えた場合の管理域９の移
動が必要かどうかが判断され、その必要がなければステ
ップｒ１１２において仮想シリンダのいずれかの今回参
照回数が設定値を超えたかどうかが判断される。 ステップ口１１において管理域の移動が必要であると判
断されると、ステップｒ１１３では管理域９の移動が行
われ、ステップ［Ｌ１４では仮想シリンダの並べ替えが
行われ、ステップ「１１５では管理域９の内容が更新さ
れる。 第２′０＆は、仮想シリンダ管理表を示す。第２人の仮
想シリンダ管理表は、シリンダの数が２０シリンダのデ
ィスクに本発明の動的配列シリンダディスク法によりフ
ァイルを記録した状況の例である。 仮想シリンダ番号１には、仮想シリンダ管理表が保存さ
れる管理域がある。仮想シリンダ番号２゜３．４には、
仮想シリンダの移動時に一時退避用のバッファ域がある
。仮想シリンダ番号５以上には７つのファイルが保存さ
れている。ファイルＡは仮想シリンダ番号５，６．７を
占めており、前の２シリンダ分は実シリンダが割当てら
れているが、第３シリンダ目は情報が記録されていない
ので実シリンダは割当てられていない。 （以下余白） ファイルＢは、Ｉ　Ｓ　Ａ　Ｍのようなものであり、仮
想シリンダ番号８にはキーが記録されており、そのデー
タ部分は仮想シリンダ番号１０に記録されている。仮想
シリンダ番号９はデータが消去されていて対応する実シ
リンダは解放されている。 ファイルＣは、仮想シリンダ番号１２に記録されている
。 ファイルＤ、Ｅは、小さいので、仮想シリンダ番号１３
に共存して記録されている。 ファイルＦは、仮、忠シリンダ番号１４．１５に記録さ
れている。 ファイルＧは、１次割当てでは仮想シリンダ番号１６が
割当てられ、２次割当てでは仮想シリンダ番号１８が割
当てられている。 仮想シリンダ番号１１．１７は、ファイルの消去により
空いている。 実シリンダ番号２．３は、ファイルの消去により空いて
いる。 実シリンダ番号１６．１７，１８．１９は、未だ１度も
ファイルが割当てられていない空きシリンダである。仮
想シリンダ番号というのは、上述のようにディスク制御
装置１１が利用するディスク２のシリンダのアドレスで
ある。 今回鮮度率をＭｌとし、今回参照回数をＮ１とし、前回
鮮度率をＭ２とし、前回参照回数をＮ２とし、前々回鮮
度率をＭ３とし、前々回参照回数をＮ３とするとき、優
先順位判定値Ｓ１は第１式で示される演算結果となる。 Ｓ１＝ΣＮ１−Ｍｌ ＝Ｎ１・Ｍ１＋Ｎ２・Ｍ２＋Ｎ３・Ｍ３　　　・・・（
１）１は、今回、前回、前々回を示す。 たとえば今回鮮度率が「１」であるのは、過去４回の仮
想シリンダ並べ替え以前に情報が書き込まれたことを意
味し、今回鮮度率が「５」であるのけ、最後の、すなわ
ち最近の仮想シリンダ並べ替え以後に情報が書き込まれ
たことを意味し、仮想シリンダの並べ替えのたびに今回
鮮度率と今回参照回数とは、前回鮮度率および前回参照
回数の欄に移動し、また前回鮮度率と前回参照回数とは
前々回鮮度率と前々回参照回数の欄にそれぞれ移動する
。今回鮮度率は「１」減じる。ただし最小値は「１」と
する。今回参照回数はｒ□、にする。 実シリンダ番号と言うのは、ディスク２のシリンダの実
際のアドレスを示す。 第３表は、第２表の様子を実シリンダ配列で表示したも
のである。バッファ域を除き、管理域よりも番号の小さ
い実シリンダは、読み取り域である。ここでは、読み取
り域のうちで管理域に近い実シリンダが利用頻度が大き
いと判定されている。 （以下余白） 第　　　３　　　表 バッファ域を除き管理域よりも番号の大きい実シリンダ
は、書き込み域である。書き込み域にあるファイルＢは
前回の並べ替え以降に記録されたファイルである。この
状聾から順に情報の記録再生が行われる模様を仮想シリ
ンダ管理表をもとに５説明する。 第３０のステア　７　ｎ　１３における管ｒ！！！域移
動手順は、第・１図に具体的に示されている。ステップ
ｒ１からステップｒ２に移り、情報記録済み実シリンダ
を集計して、それらの実シリンダがすべて読み取り域８
におさまるように管理域の移動先を決定する。ステップ
ｒ３では、移動先に、記録済み実シリンダがあるかどう
かを判断し、そうであればステップｒ４に移り、移動先
実シリンダの内容をバッファ域７に移動する。ステップ
ｒ５では管理域内容を更新し、ステップ！−６では旧管
８！域の内容を新管理域に読出して移動してストアし、
コピーする。このステップｒ６では管理域の実シリンダ
番号だけ新管理域ｆ）実シリンダ番号に変更する。ステ
ップｒ７では旧管理域の実シリンダ番号を解放し、ステ
ップｒ８で第３図のステップｎ１４に戻る。 第３図に示されたステップｎ１４における仮想シリンダ
並べ替え手順は、第５図に示されている。 ステップＳ１からステップＳ２に移り、仮想シリンダ単
位に優先順位判定値の計算を前述の第１式で示されるよ
うに行う、ステップＳ３では仮想シリンダに、実シリン
ダ番号の割当てを行う。ステップｓ４では仮想シリンダ
を新実シリンダ番号の小さいものから逐次移動する。こ
の仮想シリンダの逐次移動は、次のステップａ１〜ｆ１
の順序で行われる。 Ｅｔｌ　、未移動の仮想シリンダのうちで新実シリンダ
番号の最小のものをバッファ域に待避。 ｂｌ、仮想シリンダ管理表から空いた実シリンダ番号解
放。 ｃｌ、空いた実シリンダに入る仮想シリンダを移動して
仮想シリンダ管理表更新。 ｄｌ、仮想シリンダ管理表から移動した仮想シリングが
占めていた実シリンダ番号解放。 （＝Ｌ、ｃｌとｄｌの操作をεｔ１で待避した仮想シリ
ンダが新実シリンダに落ち着くまで繰返す。 ｆ　ｉ　、　ａ　１からｅｌの操作をすべての仮想シリ
ンダが新実シリンダに移動し終わるまで繰返ず。 ステップｓ５では、葭、τシリンダ管理表の更新を次の
順序ａ２〜ｆ２で行う。 ２１、２　　前回参照回数−前々回参照回数ｌＪ２　前
回鮮度率　−前々回鮮度率 （２，＋回９照回数−前回参照回数 （１２，今回鮮度率　・何回鮮度率 ｅ２．今回ｇ照回数０にリセット （２，今回鮮度率１減少 （ただし最小仏は１とする） したがって第３Ｉ２１〜第５図に基づき、次の動作ａ３
〜ｇ３が行われる。 ；Ｌ　３　、ディスク制御装置１１からのファイル割当
て要求時に、ｖｉ想シリンダ管理表に仮想シリンダを登
録する。 ｂ３．ディスク制御装置１１からの情報書き込み要求時
に、ｖｉ想シリンダ管理表をもとに仮想シリンダに対し
て実シリンダを割当ててディスク装置の当該実シリンダ
に情報を記録し、仮想シリンダ管理表の対応する仮想シ
リンダ番号の今回参照回数を１カウントアツプし、今回
鮮度率を最大値に設定する。 ｃ３．ディスク制（卸装置１１からの情報読み取り要求
時に、仮想シリンダ管理表をもとに仮想シリンダに対応
する実シリンダを決定してディスク装置から当該実シリ
ンダの記録情報を再生してディスク制御装置に遅し、仮
想シリンダ管理表の対応する仮想シリンダ番号の今回参
照回数を１カウントアツプする。 ｄ３．ディスク制御装置１１からの情報消去要求時に、
ファイル全体が消去される場合は仮想シリンダ管理表か
らそのファイルが使用していたすべての仮想シリンダの
登録を抹消し、ファイルエリアの一部のシリンダが消去
されるｔ％合は仮想シリンダ管理！２の対応“Ｊ゛る葭
、忠シリンダに割当てられている実シリンダを解放する
。 ｅ３　仮、忠シリンダ管理表の今回参照回数の値以外が
変更されたときに　仮想シリンダ管理表の新しい内容を
ディスクの管理域に書込む。 ｆ３、ディスク装置１のディスク２の書き込み域１０に
存在する情報記録済み実シリンダの数あるいは読み取り
域８の空き実シリンダの数が、ディスクの全シリンダの
数４二対して一定の割合いを越えたときに、管理域を移
動して読み取り域に情報記ｔ、に済み実シリンダのみを
収容し、書き込み域に空き実シリンダのみを収容できる
ようにして、その内容を仮想シリンダ管理表に反映する
。 ｇ３．管理域の移動があったとき、あるいは仮想シリン
ダ管理表に登録されたいずれかの仮、忠シリシダの金回
９照回数か設定値を越えたときに、仮想シリンダ苺に優
先順位判定値を計算して新実シリンダ番号の割当てを行
い、仮想シリンダを新実シリンダ番号に従っ′ζ並へ替
えて仮想シリング管理ｋに反映する。 これらの動作ａ３〜ｇ３に基づき、第２表から出発して
逐次第４表〜第１８表に示される仮想シリンダ管理表が
作られる。第４表では、新たなファイルＨが割当てらて
仮想シリンダ番号１１，１７゜１９を占めた状態を示す
。 （以下余白） 第５表では、ファイルＣ２の２次拡張域が仮想シリンダ
番号２０を占めた状態を示す。 第６表では、ファイルＦが消去されて仮想シリンダ番号
１４．１５と、実シリンダ番号４．５が解放された状態
を示す。 第７表では、ファイルＧの第１番目のシリンダの情報が
消去されて、実シリンダ番号７が解放された状態を示す
。 第８表では、仮想シリンダ番号１３に共存していたファ
イルＤが消去されて、ファイルＥのみが残された状態を
示す。 第９表では、実シリンダのまだ割当てられていないファ
イルＩ（の第１シリンダに情報が記録されたので、空き
の実シリンダ番号２が割当てられた状態を示す。 第１０表では、実シリンダがすでに割当てられているフ
ァイルＡの第２シリンダである仮想シリンダ番号６に情
報が記録された模様を示す、書き込みがあった場合は、
今回鮮度率が最大の５にセットされる。今回参照回数も
、その都度１カウントアツプされる。 第１１表では、ファイルＧの第２シリンダである仮想シ
リンダ番号１８が読取られて今回参照回数が１カウント
アツプする模様を示す。 第１２表では、読み取り域の空き実シリンダが増えたの
で、管理域の実シリンダ番号が１３から１１に移動した
模様を示す、なお、実シリンダ番号１１には先に仮想シ
リンダ番号１２が占めていたので、同時に仮想シリンダ
番号１２をバッファ域の実シリンダ番号１０に移動して
いる。 第１３表では、管理域が移動したのに伴い仮想シリンダ
の並べ替えが必要になったので、優先順位判定値が参照
回数と鮮度率により計算されて、新しい実シリンダ番号
が決定されている。 第１４表では、仮想シリンダ並べ替えの第１段階として
新案シリンダ番号が最小になっている仮想シリンダ番号
１０をバッファ域の実シリンダ番号１に移動している。 第１５表では、読み取り域にある空き実シリンダ番号が
行き先になっている仮想シリンダ番号８゜１１．１８．
１３を移動する。 第１６表では、仮想シリンダ番号１０．１２をバッファ
域から目標の実シリンダ番号２．８に移動する。 第１７表では、実シリンダの移動が必要ない仮想シリン
ダ番号５．６の新案シリンダ番号をリセットする。この
段階で仮想シリンダの並べ替えが完了した。 第１８表では、前回９照回数を前々回９照回数に、前回
鮮度率を前々回鮮度率に、今回参照回数を前回参照回数
に、今回鮮度率を前回鮮度率に移動し、今回参照回数を
リセットし、今回鮮度率を１減じた値とする。ただし、
今回鮮度率の値がすでに１ならば減算しない。 以上で、仮想シリンダ管理表は新しい状態にされたこと
になる。この結果、たとえば仮想シリンダ番号１３はフ
ァイルＤが、消去されて管理域がら遠ざかり、書き込み
と読み取り頻度の大きい仮想シリンダ番号６が管理域に
近づいている。 第１９表に、このときの実シリンダ配置を示す。 第　　　１９　　　表 シ　　リ　　ン　　ダ　　配　　置　　表第１９表から
、読み収り域、書き込み域が整然と再配列された模様が
良くわかる。 第１８表の仮想シリンダ管理表からディスク制御装置か
らのファイル割当て要求エリアが１４シリンダ分あるが
、第１９表の実シリンダ配置表から実際には利用頻度順
に連続して配列された８シリンダ分に情報が収まってい
ることがわかる。特に、参照回数のかたよりからヘッド
シークはほとんど実シリンダ番号５から１１の７シリン
ダ分の間を往復していることが期待される。 もし従来の方法であれば、ヘッドは仮想シリンダ番号５
と１８の１４シリンダ分を右往左往することになる。こ
れから本発明の動的配列シリンダ方式によれば、ヘッド
シーク距麗の平均値が小さくなり、併せてディスクの容
量の有効利用にもなることがわかる。この例では、可動
ヘッドを持つディスク装置としたが、固定ヘッドを持つ
ディスク装置では、管理域の移動と仮想シリンダの並べ
替えが不必要なだけで、他は可動ヘッドを持つディスク
装置と同様である。 要約すると第１図において、動作中、ヘッドＨはまず管
理域９を読込んで仮想シリンダ管理表バッファ部１５に
ストアし、この内容に基づき、読み取り域８にあるシリ
ンダ番号２〜６のストア領域単位であるシリンダの読出
しを行い、その読出し回数が多いものを、管理域９に近
いシリンダに移動して読み取り域８におけるシリンダの
ストア内容を並べ替える。読み取り域８のシリンダのほ
かに、さらに書き込みを行うべきシリンダを必要とする
ときには、書き込み域１０にある管理域９にもっとも近
い空きシリンダ８に書き込む。その後管理域移動時にこ
のシリンダを読み収り域８に持ってくる。そして、管理
域９は半径方向外方に移り、書き込み域１０の空きシリ
ンダは減少する。また読み取り域８において空きシリン
ダが生じたときには、読み取り域８にあるシリンダを半
径方向内方に移動するとともに管理域９を半径方向内方
に移動して、書き込み域１０の空きシリンダを増やすこ
とにする。こうしてヘッドＨは、管理域９と、その半径
方向内方側にあるシリンダの読み取りを行うとともに、
管理域９の半径方向外方側にあるシリンダに書き込みを
行うことができ、管理域９に近いシリンダが頻繁に使用
されることになるので、ヘッドＨの移動量を減少するこ
とが可能になり、処理速度の向上を図ることができる。 　　　′第６図は、本発明の他の実施例のブロック図で
あり、前述の実施例に対応する部分には同一の参照符を
付す。この実施例では、第１図に示す管理域を通常のフ
ァイルエリア以外に持っており、シリンダ配列の形式で
情報が記録できる書き替え可能ディスク装置１と、 そのディスク装置１のディスク２にディスク制御装置１
１からの情報を記録再生させる仮想シリンダ／実シリン
ダ変換手段１４と、 仮想シリンダ／実シリンダ変換手段１４に対してディス
ク装置１のディスク２に記録再生させる情報を変換する
ディスク制御装置１１と、仮想シリンダ／実シリンダ変
換手段１４が使用する仮想シリンダ単位に第２図に示す
内で仮想シリンダ番号、ファイル名、ファイル内相対シ
リンダ番号、属性、現在実シリンダ番号を持つ仮想シリ
ンダ管理表を記憶する仮想シリンダ管理表バッファ部１
５と、 仮想シリンダ／実シリンダ変換手段１４の指示によりデ
ィスク装置１のディスク２から仮想シリンダ管理表を読
み取り仮想シリンダ管理表バッファ部１５に記憶させる
管理域内容認み取り手段１６と、 仮想シリンダ／実シリンダ変換手段１４の指示により仮
想シリンダ管理表バッファ部１５から仮想シリンダ管理
表を読み収りディスク装置１のディスク２に記録する管
理域内容更新手段１７を具備する。 このような第６図の実施例では、第７図に示される主処
理手順がステップｕ１〜ｕ９が行われる。 このステップｕ１〜ｕ９は、前述の第３図に示されるス
テップｎ１〜ｎ９に対応している。このような動作によ
って、ディスク制御装置１１からのファイル割当て要求
時に、仮想シリンダ管理表に仮想シリンダを登録する。 ディスク制御装置１１からの情報書き込み要求時に、仮
想シリンダ管理表をもとに仮想シリンダに対して実シリ
ンダを割当ててディスク装置１の当該実シリンダに情報
を記録し、仮想シリンダ管理表の対応する仮想シリンダ
番号に反映する。 ディスク制御装置１１からの情報読み取り要求時に、仮
想シリンダ管理表をもとに仮想シリンダに対応する実シ
リンダを決定してディスク装置１から当該実シリンダの
記録情報を再生してディスク制御装置１１に返す。 ディスク制御装置１１からの情報消去要求時に、ファイ
ル全体が消去される場合は、ｖｉ想シリンダ管理表から
そのファイルが使用していたすべての仮想シリンダの登
録を抹消し、ファイルエリアの一部のシリンダが消去さ
れる場合は仮想シリンダ管理表の対応する仮想シリンダ
に割当てられている実シリンダを解放する。 仮想シリンダ管理表が変更されたときに、仮想シリンダ
管理表の新しい内容をディスクの管理域に書き込む。 本発明の他の実施例として、ディスクがトラック形式の
場合はシリンダの代わりにトラックにより、セクター形
式の場合はシリンダの代わりにセクターにより、上記と
同様の手段を具備した情報記録再生方法において、上記
と同様のステップを含むことを特徴とする上記記録再生
方法。 本発明によれば、さらに次の変形が可能である。 記録媒体は、情報処理の目的で、磁気的、電気的、光学
的あるいはその他の方法により、情報をディジタル信号
として記録再生できて、材質によらず、記録個所の同じ
位置に複数回情報が記録再生可能すなわち書き替え可能
であればよい。 記録媒体は、情報が、シリンダ形式、トラック形式、セ
クター形式の内で最低限いずれかの方法で、ディスクに
書き込みと読み取りができて、シリンダ形式にあっては
シリンダの配列軌道、トラック形式にあってはトラック
の配列軌道、セクター形式にあってはセクターの配列軌
道が同心円であっても螺旋であってもよい。すなわちス
トア傾城単位の形状を問わない。 ディスクは、ディスク装置の回転駆動機構から単体とし
て取り付は取り外しができるものであっても、単体とし
て取り付は取り外しができないものであってもどちらで
もよい。 記録媒体がディスクになっていない場合も、記録媒体が
記録装置本体から単体として取り付は取り外しができる
ものであっても、単体として取り付は取り外しができな
いものであってもどちらでもよい。 ディスク装置のディスクへの記録ヘッド、再生ヘッドま
たは記録再生ヘッドのいずれかがヘッドアームにより可
動であれば、ヘッドの移動方向は直線形、曲線形いずれ
でもよく、情報の記録再生時に、定まった２箇所の端点
を結ぶ定まった線上を自由に往復移動できて、かつ、こ
の線上のへ・ンドの位置が、ディスクの回転位置と組合
せて、シリンダ形式にあってはシリンダ番号と、トラ・
ンク形式にあってはトラック番号と、セクター形式にあ
ってはセクタ一番号と対応づけて決定できればよい。 中央処理装置側のディスク制御装置１１は、専用の処理
回路（ＣＰＵ）を組み込んだ専用の＄制御装置であって
も、ディスク装置に組み込んだ専用のマイクロコンピュ
ータであっても、ワードプロセッサや画像処理装置等に
使用される一般的なＣｐｕであってもよい。 上述の図示の実施例では、ディスクに記録された情報に
対する読み取り頻度と追加更新頻度がシリンダ毎にかた
よっていることに着目し、書き替え可能ディスク装置の
書き替え可能特性を情報がディスクに記録されてからも
活用するように工夫して、次の構成（１）、（２）を設
ける。 （１）可動ヘッドＨを持つ書き替え可能ディスク装置に
おいて、ディスク２に記録された情報を使用頻度順に動
的にシリンダ単位に並べ替えて配列し、同時に使用頻度
の最も大きい情報が記録されているシリンダの近くに書
き込み可能な空きシリンダを配置して、ヘッドＨがシー
クするときの平均の移動距離を短縮することによって、
ディスク２に記録された情報の読み取り速度ならびに更
新速度そしてディスク２への新しい情報の書き込み速度
を向上させる。 （２）さらに、書き替え可能ディスク装置において、フ
ァイルエリアの確保要求だけなされていてまだ情報の書
き込み要求がなされていないシリンダに関して、シリン
ダの確保要求だけ登録しておき実際のシリンダ番号の割
当てを情報書き込み時まで延期することと、ファイルエ
リア内の情報が一部消去されて記録情報がなくなったシ
リンダに関して、シリンダの確保要求だけ残しておき割
当てられていたシリンダ番号を空きシリンダとして解放
することにより、ディスクからファイルエリアだけが確
保されていても実際に情報が記録されていないシリンダ
を無くして、ディスクの記憶容量を有効に利用できるよ
うにする。 この上うな構成を有する実施例では、次の利点（１）、
（２＞がある。 （１）ファイルに無関係にディスク内の利用頻度の大き
いシリンダが１箇所に集中してくるので、利用頻度が大
きくてキ一部分とレコード本体が別々のシリンダにある
場合でも、ＶＴＯＣから離れた所に記録されているファ
イルの場合でも、ヘッドの平均シーク距離が短縮される
。その結果、ディスク装置の１回当りの平均シーク時間
をミリ秒の水準で短縮することが可能になる。なお処理
回路（ＣＰＵ）の１命令当りの平均実行時間はマイクロ
秒あるいはナノ秒の水準であるので、この平均シーク時
間の改善効果は情報処理時間の短縮に大きく寄与する。 （２）特定のファイルエリアにシリンダが確保されてい
ながら、情報が全く記録されていないシリンダがなくな
るので、ディスクの記憶容量が無駄なく利用することが
できる。その上、ディスクに未使用の空きシリンダがあ
ればどのファイルにも追加の拡張エリアとして提供でき
るので、事前割当てのファイルエリア不足による処理の
中断も防ぐことができる。しかも、シリンダ相互間にま
たがる大きなファイルの記録情報の大幅な再配置ｆＹ業
も必要なくなる。したがってディスク記憶容量の有効利
用にとどまらず情報処理コスト全体の低減にも効果が及
ぶ。 効　　果 以上のように書き替え可能な記録媒体のストア方法によ
れば、可動ヘッドの移動量を可及的に少なくして、その
ヘッドによる記録媒体の書き込みまたは読出しを短時間
で行うことができる。さらにまた本発明のストア領域の
割当て方法によれば、中央処理装置による記録媒体のス
トア領域単位の確保要求（ａｌｌｏｃａｔｉｏｎ）　、
すなわち予約が行われるとき、記録媒体の実際のストア
領域単位が使用されないままになっていることを防ぎ、
これによって記録媒体を効率よく使用することができる
ようになる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例のディスク装置１の簡略化し
た平面図、第２図はディスク装置１に接続される電気的
構成を示すブロック図、第３図はディスク制御装置１１
と処理回路１２の動作を説明するための主処理手順を示
すフローチャート、第４図は管理域移動手順を示すフロ
ーチャート、第５図は仮想シリンダの並べ替え手順を示
すフローチャート、第６図は本発明の他の実施例の電気
的構成を示すブロック図、第７図は第６図に示された実
施例の主処理手順を示すフローチャート、第８図は先行
技術の簡略化した平面図であるウド・・ディスク装置、
２・・・ディスク、３・・・回転軸、５・・・アーム、
６・・・駆動手段、７・・・バッファ域、８・・・読み
取り域、９・・・管理域、１０・・・書き込み域、１１
・・・ディスク制御装置、１２・・・処理回路、１３・
・・メモリ、１４・・・仮想シリンダ／実シリンダ変換
手段、１５・・・仮想シリンダ管理表バッファ部、１６
・・・管理域内容読み収り手段、１７・・・管理域内容
変更手段、１８・・・シリンダ移動作業用バッファ部、
１９・・・仮想シリンダ並べ替え手段、２０・・・管理
域移動手段 代理人　　弁理士　函数　圭一部 第　１　図 第３図 主処理ケ項 第３図（３） 第４図　　　　　　第５図 ｇ裡成ｔ’ｙ　′ｖｈ子順　　　　　　　　　　　仮想
シリシタ並へ讐元号順第７′Ａ 第８　囚

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）記録媒体を回転した状態で、書き込みおよび読み
   出しのためのヘッドを、記録媒体を横切って移動させる
   ように構成し、 記録媒体には、周方向に延びる複数のストア領域単位を
   半径方向に配置し、 各ストア領域単位毎の読み出し回数を計数し、その計数
   値に基づき、読み出し頻度が多いと判定されるストア領
   域単位を、半径方向に隣接して再配置することを特徴と
   する書き替え可能な記録媒体のストア方法。
2. （２）中央処理装置から導出されるストア領域単位毎の
   確保要求アドレスすなわち予約アドレスと、記録媒体の
   実際のアドレスとを、相互に変換し、中央処理装置によ
   って使用されていない予約アドレスを、実際のアドレス
   領域単位には割当てないことを特徴とするストア領域の
   割当て方法。