JPH03172946A - データ書き出し制御方式および装置 - 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、ディスクキャッシュからディスク装置にデー
タを書き出す際のデータ書き出し制御方式に関する。

（従来の技術〕 従来、制御装置内のキャッシュメモリからディスク装置
にデータを書き出す処理に関しては、以下のような技術
が知られている。即ち、制御装置は、処理装置からディ
スク装置への書き出しデータをディスクキャッシュに書
き込んだ段階で書き出しの完了を制御装置に報告する。

該データのディスクキャッシュへの書き込みと非同期に
、制御装置はディスクキャッシュへ書き込んだデータを
ディスク装置に書き出す、このような制御をライトアフ
タキャッシュ制御と云い、ディスクキャッシュ内に存在
し、ディスク装置に書き出していないデータをライトア
フタデータと云う。

特公昭５９−７９８６号公報においては、トラック単位
あるいはレコード単位にデータバッファを持ち（データ
バッファへのデータの格納単位をディスクのトラックや
レコードに対応させている）このデータバッファからフ
ァーストイン／ファーストアウトやＬＲＵ　（Ｌｅａｓ
ｔ　Ｒｅｃｅｎｔｌｙ旦ｓｅｄ　）制御により書き出し
トラックを選択することが示されている。

特開昭５８−１０５３６５公報においては、カウント、
キー、データ形式のトラックフォーマットにおいて、カ
ウント部、キ一部、データ部それぞれをフィールドと呼
ぶ、トラック単位のバッファを持ち、フィールド毎に識
別のためのフラグを設け、書き込みの更新が行なわれた
フィールドのみを磁気ディスクに書き戻す方法が示され
ている。

〔発明が解決しようとする課題〕

ライトアフタキャッシュ制御を行なうディスク制御装置
では、処理装置からディスク装置への書き出しデータを
、ディスクキャッシュに書き込んだ段階で書き出しの完
了を処理装置に報告する。

このため、上記完了報告までの時間は、上記データをデ
ィスク装置に書き出した段階で書き出しの完了を処理装
置に報告する方法と比べ、高速化される。しかし、ディ
スクキャッシュ内に存在し、ディスク装置に書き出して
いないライトアフタデータは、いずれディスク装置に書
き出す必要がある。ライトアフタデータをディスク装置
に書き出す処理をライトアフタ処理と云う。

このライトアフタ処理は、既に、書き出しの完了を処理
装置に報告したデータをディスクキャッシュからディス
ク装置に書き出す処理である。このため、該処理によっ
てディスク装置が占有される時間を削減することが、デ
ィスク制御装置が単位時間当たりに処理できる入出力回
数、すなわち、スループットを向上することにつながる
。

ところで１周知のようにディスク装置は、記録媒体であ
る磁気ディスク複数枚と、前記磁気ディスクの回転中心
から径方向に同時に同方向に移動し、前記磁気ディスク
上のデータを読み書きする複数のヘッドとで構成される
。前記磁気ディスク上には、前記磁気ディスクの回転中
心から同心円状にデータを記録するトラックが設けられ
ており、トラックには、データの記録単位の一種である
レコードが複数個格納されている。前記ヘッドを前記磁
気ディスクの回転中心から径方向に移動して、読み書き
するトラックへ位置付ける動作をシークと云う。このと
き、複数のヘッドにより、同時に複数のトラックが新た
なヘッドの移動なしに読み書き可能となる。このトラッ
クの集合をシリンダと云う。

スループット向上のためには、前述したようにライトア
フタ処理によるディスク装置の占有時間を削減すればよ
い。このためには、ライトアフタ処理におけるシーク回
数と、シーク後、目的のレコードにヘッドが達するまで
の回転待ち時間を削減することが重要となる。シークに
要する時間と、前記回転待ち時間を加えた時間を位置付
は時間と云う。

また、ディスク装置に書き出すライトアフタデータ量よ
り、処理装置からの書き出しによりディスクキャッシュ
に格納されろライトアフタデータ量のほうが多いと、デ
ィスクキャッシュがライトアフタデータで占有されてし
まう、このとき、新たなライトアフタデータをディスク
キャッシュに格納するためには、ライトアフタ処理を行
なう必要がある。このような状況では、前記完了報告ま
での時間は、上記データをディスク装置に書き出した段
階で書き出しの完了を処理装置に報告する方法とほぼ等
しくなってしまう。これを回避するには、ディスク制御
装置が、単位時間にディスク装置に書き出せるライトア
フタデータの量を増加する必要がある。このためにも、
ライトアフタ処理におけるシーク回数と前記回転待ち時
間を削減することが重要となる。

しかしながら。

（１）特公昭５９−７９８６号公報に記載された技術は
、トラック単位あるいはレコード単位のデータをディス
ク装置に書き出すため、データを書き出すたびに位置付
は処理が必要になるという問題があった。また、 （２）特開昭５８−１０５３６５号公報では、フィール
ド単位に書き出しを行なうため、トラック単位に位置付
は処理が必要になるという問題があった・・ 本発明は、前記問題点を解決するためになされたもので
ある。

本発明の目的は、シーク回数と回転待ち時間を削減した
ライトアフタデータの書き出し制御方式を提供すること
にある。

本発明の他の目的は、前記した制御方式を用い、ライト
アフタ処理を効率良く実行する計算機システムを提供す
ることにある。

【課題を解決するための手段〕

前記目的を達成するために、 （１）ディスクキャッシュ内に存在してディスク装置に
書き出していないデータを、ディスクキャッシュからデ
ィスク装置のトラックに書き出す際、ディスクキャッシ
ュに格納したトラックの内容のうち、最も長い時間入出
力対象となっていない前記内容に対応するトラックを選
択し、該トラックにヘッドを位置付けた場合、ヘッドが
同時に位置付けられる複数のトラックに関する前記デー
タの書き出し順序を決定し、前記書き出し順序に従い、
前記データをディスクキャッシュからディスク装置に書
き出す。

ヘッドが同時に位置付けられる複数のトラックに関する
前記データの書き出し順序の決定は、以下のいずれかに
より行なう。

（ａ）トラック毎に、前記データのトラック上での配列
順に書き出しを行なう。

（ｂ）磁気ディスクの１回転内に、トラックに対する前
記データの全てを、ディスクキャッシュからディスク装
置に書き出せるトラックの集合を選択し、前記データが
ヘッドに位置付けられる順に書き出しを行なう。

（ｃ）前記データがヘッドに位置付けられる順に、まず
、前記データをディスクキャッシュに格納したトラック
を検索し、該トラレフの前記データが連続するかぎりこ
れを選択し、前記データが連続しない場合、まだ書き出
し順序を決定していない前記データのうち、前記データ
が前記ヘッドに位置付けられるまでの時間が最小となる
ものを選択する。

（２）ディスクキャッシュ内に存在してディスク装置に
書き出していないデータを、ディスクキャッシュからデ
ィスク装置の前記トラックに書き出す際、ヘッドが前記
データから次の前記データに位置付けられるまでの時間
間隔を算出し、前記時間間隔が、ディスク制御装置とデ
ィスク装置の切り離しに要する時間と接続に要する時間
を加えた時間より大きい場合、ディスク装置に回転位置
検出を指示し、ディスク制御装置とディスクｐｉの切り
離しを行なう。

〔作　用〕

前述した手段によれば。

（１）ディスクキャッシュ内に存在してディスク装置に
置き出していないデータを、ディスクキャッシュからデ
ィスク装置のトラックに書き出す際、ディスクキャッシ
ュに格納したトラックの内容のうち、最も長い時間入出
力対象となっていない前記内容に対応するトラン、りを
選択し、該トラックにヘッドを位置付けた場合、ヘッド
が同時に位置付けられる複数のトラックに関する前記デ
ータの書き出し順序を決定し、前記書き出し順序に従い
。

前記データをディスクキャッシュからディスク装置に書
き出す。

ヘッドが同時に位置付けられる複数のトラックに関する
前記データの書き出し順序の決定は、以下のいずれかに
より行なう。

（ａ）トラック毎に、前記データのトラック上での配列
順に書き出しを行なう順序とするため、１回のシークで
シリンダ内の各トラックのライトアフタデータを、トラ
ック毎にディスクキャッシュからディスク装置に書き出
せる。

（ｂ）磁気ディスクの１回転内に、トラックに対する前
記データの全てを、ディスクキャッシュからディスク装
置に書き出せるトラックの集合を選択する。このため、
１回のシークで複数のトラックにライトアフタデータを
書き出せ、かつ、磁気ディスクの１回転内で複数トラッ
クにライトアフタデータを書き出すことができる。従っ
て、ディスクキャッシュにライトアフタデータをもつト
ラック数より、このトラックのライトアフタデータをデ
ィスク装置に書き出すのに要するディスク回転数を少な
くできる。

（ｃ）前記データがヘッドに位置付けられる順に、まず
、前記データをディスクキャッシュに格納したトラック
を検索し、該トラックの前記データが連続するかぎりこ
れを選択する。前記データが連続しない場合、まだ書き
出し順を決定していない前記データのうち、前記データ
が前記ヘッドに位置付けられるまでの時間が最小となる
ものを選択する。このため、次の前記データを書き出す
までの磁気ディスクの回転待ちが最小となる。１回のシ
ークで複数のトラックにライトアフタデータを書き出し
、かつ、前記データはシリンダ内のトラックから選択す
るため、磁気ディスクの１回転に複数のトラックにライ
トアフタデータを書き出せる。従って、ディスクキャッ
シュにライトアフタデータをもつトラック数より、この
トラックのライトアフタデータをディスク装置に書き出
すのに要するディスク回転数を少なくすることも可能と
なる。

（２）ディスクキャッシュ内に存在してディスク装置に
書き出していないデータを、ディスクキャッシュからデ
ィスク装置の前記トラックに書き出す際、ヘッドが前記
データから次の前記データに位置付けられるまでの時間
間隔を算出し、前記時間間隔が、ディスク制御装置とデ
ィスク装置の切り離しに要する時間と接続に要する時間
を加えた時間より大きい場合、ディスク装置に回転位置
検出を指示し、ディスク制御装置とディスク装置の切り
離しを行なう、このため、この切り離し時間にディスク
制御装置は、別のディスク装置に対する入出力を行なう
ことができ、スルーブツトを向上できる。

〔実施例〕

以下、本発明の実施例を図面を用いて具体的に説明する
。

なお、実施例を説明するための全図において、同一機能
を有するものは同一符号を付け、その繰り返しの説明は
省略する。

（実施例１） 第２図は、本発明の対象となる入出力サブシステムの構
成図である。入出力サブシステムは、制御装置２０と１
台以上のディスク装置２６からなり、上位システム（処
理装置）２５からの入出力要求を受付け、その要求に従
って、入出力動作を実行する。制御装置２０は、制御プ
ロセッサ２１．ディレクトリ２２、キャッシュ２３から
なる。制御プロセッサ２１は、制御装置２０の内部の制
御、および、処理装置２５とのデータ転送とディスク装
置２６とのデータ転送とを制御するプロセッサである。

キャッシュ２３は、ディスク装置２６に格納されている
データの中で、処理装置２５からのアクセス頻度が高い
データと、処理装置２５からディスク装置２６への書き
出しデータを格納するメモリである。ディレクトリ２２
は、制御プロッセツサ２１がキャッシュ２３を管理、制
御するために必要な情報を格納するメモリである。

本発明の実施例では、制御プロセッサ２１を１台として
いるが、複数台設け、上位システム２５からの入出力経
路、ディスク装置２６からの入出力経路を複数設けても
よいし、処理装置２５とキャッシュ２３とのデータ転送
処理、ディスク装置２６とキャッシュ２３間のデータ転
送処理を並列に実行させてもよい。

第３４図は、本発明の実施例の制御プロセッサ２１の内
容を示す図である。制御プロセッサ２１には、キャッシ
ュ格納処理部３４１とライトアフタ処理部３４２からな
るライトアフタ制御部が存在する。ライトアフタ制御部
３４Ｇは、処理！置２５からディスク装置２６への書き
出しデータを、キャッシュ２３に書き込んだ段階で制御
装置２０が処理装置２５に書き出し完了を報告し、ディ
スク装置２６へは上記完了報告と非同期に書き出す制御
を行なう、このような制御をライトアフタキャッシュ制
御と呼び、キャッシュ２３に存在し、ディスク装置２６
へ書き出していないデータをライトアフタデータ５と呼
ぶ。キャッシュ格納処理部３４１は、処理装置２５から
ディスク装置２６への書き出しデータを、キャッシュ２
３に書き込む処理を行なう、ライトアフタ処理部３４２
は、キャッシュ２３に書き込んだ前記データをディスク
装置２６に書き出す処理を行なう。

ディスク装置２６においては、第３３図に示すように、
記録媒体である複数の磁気ディスク３３！の各々の両面
に同心円状に複数のトラック３３２が設けられており、
各々のトラック３３２には、データの記録単位の一種で
あるレコードが複数格納されている。磁気ディスク３３
１各々の面には、磁気ディスク３３１の回転中心から径
方向に同時に同方向に移動して、目的のトラック３３２
への位置付は動作を行なうヘッド３３３が配置されてお
り、このヘッド３３３を介して任意のトラック３３２の
前記レコードの記録、再生を行なう。磁気ディスク３３
！の回転中心から径方向に同時に同方向に移動して、目
的のトラック３３２への位置付ける動作をシークと呼ぶ
。シークを行なうことなく、すなわち、前記ヘッド３３
３の磁気ディスク３３！の回転中心からの距離を変える
ことなく、前記ヘッド３３３の選択操作のみで記録、再
生が可能なトラック３３２の集合をシリンダと呼ぶ。

本発明の実施例では、ライトアフタキャッシュ制御を行
なう制御装置２０において、ライトアフタデータ５をキ
ャッシュ２３からディスク装置２６に書き出すライトア
フタ処理を示す。

第３図は、キャッシュ２３の構成である。

キャッシュ２３は、固定長のセグメント３０ｋ（ｋ＝ａ
　ｌ　ｂ　ｌ・・・＋ｎ）に分割されている。１つのト
ラック３３２の内容全てをキャッシュ２３に格納するに
は、１以上のセグメント３０ｋが必要であるとする。セ
グメント３０にの管理は、後述するディレクトリ２２に
格納した情報により行なう、 第４図は、ディレクトリ２２の内容である。

キャッシュ管理ブロック４０ｉ　（ｉ　＝Ｂ、ｂ、・・
・＋ｎ）は、キャッシュ２３内のセグメント３０ｋを１
つ以上割当てているトラック３３２対応に存在する。キ
ャッシュ管理ブロック４０ｉは、前方向ポインタ４１ｉ
、後方向ポインタ４２１．ブロック管理情報４３ｉ、セ
グメント管理情報４４ｉからなる。ブロック管理情報４
３ｉは、対応するトラック３３２の更新情報を格納し、
セグメント管理情報４４ｉは、キャッシュ管理ブロック
４０ｉに割当てているセグメント３０にの集合の位置情
報を管理する。キャッシュ管理ブロツク４０ｉは、前方
向ポインタ４１ｉ、後方向ポインタ４２ｉによりＭＲＵ
　（Ｍｏｓｔ　Ｒｅｃｅｎｔｌｙ　Ｕｓｅｄ）順にチエ
インされている。ＭＲＵポインタ４５は、最も現在時刻
に近い時刻に入出力対象となったトラック３３２に対応
するキャッシュ管理ブロック４０ａをさす。Ｌ　ＲＵ　
（Ｌｅａｓｔ　Ｒｅｃｅｎｔｌｙ　Ｕｓｅｄ）ポインタ
４６は、キャッシュ２３内に格納されているトラック３
３２の集合では、最も長い時間入出力対象となっていな
いトラック３３２に対応するキャッシュ管理ブロック４
０ｃをさす。トラック３３２を割当てていない、空いて
いるキャッシュ管理ブロック４０ｉは、空きブロックポ
インタ４７から前方向ポインタ４１ｉ、後方向ポインタ
４２ｉによりチエインされる。空きブロックポインタ４
７は、チエイン最初のキャッシュ管理ブロック４０ｄを
さし、チエイン最後のキャッシュ管理ブロック４０ｆの
後方向ポインタ４２ｆは、ヌル（ｎｕｌｌ）とする。空
きセグメントフラグ４９ｋ　（ｋ　＝ａ、ｂｓ・・、ｎ
）は、キャッシュ２３内のセグメント３０ｋに対応して
存在する。セグメント３０にと空きセグメントフラグ４
９には、符号の添字が等しいもの同士が対応しているも
のとする。未使用のセグメント３０には、セグメント３
０にのうち、未使用のセグメント３０ｋに対応するフラ
グをオンして示す。シリンダ管理情報４８ｊ（ｊ＝ａ、
ｂ、・・・ｔｎ）は、シリンダ単位にキャッシュ管理ブ
ロック４０ｉの位置情報と各トラック３３２のライ１−
アフタデータ５の有無を管理する。ライトアフタ情報２
４は、ライトアフタ処理部３４２がライトアフタデータ
５をディスク族Ｗ１２６に書き出す際に用いる後述する
情報である。

第５図は、シリンダ管理情報４８Ｊ　Ｆ　＝ａｐｂ＋・
・・ｔｎ）の内容である。

シリンダ管理情報４８ｊは、シリンダ毎に存在する。キ
ャッシュ管理ブロックアドレス５０ｊは、シリンダ内の
トラック３３２毎に存在し、各々のトラック３３２に対
応するキャッシュ管理ブロック４０ｉのアドレスを格納
する領域である。情報内容は、トラック３３２の内容が
キャッシュ２３内に存在する場合、そのキャッシュ管理
ブロック４０ｉのアドレスとし、キャッシュ２３内に存
在しない場合、ヌル（ｎｕｌｌ）とする。更新トラック
フラグ５Ｆは、トラック３３２毎にライトアフタデータ
５の有無を管理するフラグであり、キャッシュ２３にラ
イトアフタデータ５をもつトラック３３２に対応する更
新トラックフラグ５１ｊをオンする。

第６図は、ブロック管理情報４３ｉの情報内容である。

トラック番号６０ｉは、当トラック情報が管理するトラ
ック３３２の情報として、ドライブ番号、シリンダ番号
、トラック番号を格納する。更新ビットマツプ６１ｉは
、ある固定長（本実施例の場合ではｎバイト）の単位を
１ビツトとして、トラック３３２を複数ビットの列で表
すビットマツプであり、キャッシュ２３にライトアフタ
データ６をもつレコードがトラック３３２上で格納され
ている領域に対応するビットをオンする。キャッシュ２
３にライトアフタデータ５をもつレコードをライトアフ
タレコードと呼ぶ。

第１図は、本発明におけるライトアフタキャッシュ制御
を示す図である。

前述のライトアフタキャッシュ制御を行なうライトアフ
タキャッシュ制御部３４０は、キャッシュ格納処理部３
４１とライトアフタ処理部３４２からなる。

キャッシュ格納処理部３４１は、処理装置２５からディ
スク装置２６への書き出しデータを、キャッシュ２３に
書き込む処理を行なう、ライトアフタ処理部３４２は、
キャッシュ２３に書き込んだデータをディスク装置２６
に書き出す処理を行なう。

ライトアフタ処理部３４２は、書き出し対象とする基準
のトラック３３２を選択する処理１Ｇと、基準とするト
ラック３３２にヘッド３３３を位置付けたとき。

同時に位置付けられるトラック３３２へのライトアフタ
データ５の書き出し順序を決定する処理１２と。

この書き出し順序に従いライトアフタデータ５をディス
ク装置２６に書き出す処理１３からなる。以下、キャッ
シュ格納処理部３４１の処理内容を第７図で、ライトア
フタ処理部３４２の処理内容を第３６図で説明する。

第７図は、キャッシュ格納処理部３４１において、キャ
ッシュ２３にライトアフタデータ５を格納する際の本発
明に係る処理である。

ライトアフタデータ５を格納するブロック管理情報４３
ｉ内の更新ビットマツプ６１ｉについて、ライトアフタ
データ５格納レコードの位置に対応するビットをオンす
る（ステップ７０）。

ライトアフタデータ６が発生したシリンダに対応するシ
リンダ管理情報４８ｊについて、ライトアフタデータ６
が発生したトラック３３２に対応する更新トラックフラ
グ５１ｊをオンする（ステップ７１）。

第３６図は、ライトアフタ処理部３４２においてライト
アフタデータ６をディスク装置２６に書き出すライトア
フタ処理である。

本発明の実施例では、予め定めた時間間隔で本処理を実
行する。まず、書き出し対象となる基準のトラック３３
２を選択する（ステップ１０）＃キャッシュ２３にライ
トアフタデータ５をもつトラック３３２があるかを判定
する（ステップ１１）。該トラック３３２かない場合、
処理を終了する。該トラック３３２がある場合、基準と
するトラック３３２にヘッド３３３を位置付けたとき、
同時に位置付けられるトラック３３２のライトアフタデ
ータ６、すなわち、基準となるトラック３３２が含まれ
るシリンダ内のライトアフタデータ６、の書き出し順序
を決定しくステップ１２）、書き出し順序に従いライト
アフタデータ５をディスク装置２６に書き出す（ステッ
プ１３）。

以下、１回のシークで、シリンダ内のトラック３３２に
ライトアフタデータ５を書き出す処理を説明する。

第３６図の各ステップの詳細内容を以下に示す。

本発明の実施例では、トラック３３２に対するライトア
フタデータ５を、全て、キャッシュ２３からディスク装
置２Ｇに書き出した後、シリンダ内の別のトラック３３
２に対し、同様の書き出しを行なう。

このような書き出しを、トラック順序書き出しと呼ぶ。

第８図は１本発明の実施例における、ライトアフタデー
タ５の書き出し順を記憶するためのライトアフタ情報２
４の内容である０位置付は情報８０は。

書き出し対象となるトラック３３２のディスク装置２６
のドライブ番号、シリンダ番号等の位置付けに必要な情
報を記録する。エントリ数８１は、書き出し対象エント
リの数を示す、エントリポインタ８２は、書き出し中エ
ントリをポイントする。ブロックアドレス８３は、書き
出し対象とするキャッシュ管理ブロック４０ｉのアドレ
スを格納する９本発明の実施例では、ブロックアドレス
８３を１エントリとして管理する。

第９図は、ライトアフタ処理の基準とするトラック３３
２を選択する処理である。第３６図のステップ１０に対
応する。

まず、ＬＲＵポインタ４６が示すキャッシュ管理ブロッ
ク４０ｉを識別する（ステップ９０）。第４薗では、キ
ャッシュ管理ブロック４０ｃが検出される。キャッシュ
管理ブロック４０ｉに対応するトラック３３２の更新ト
ラックフラグ５１ｉがオンかを判定する（ステップ９１
）、該フラグがオフの場合、前方向ポインタ４１ｉがＭ
ＲＵポインタ４５を示すかを判定する（ステップ９２）
。ＭＲＵポインタ４５を示す場合、ライトアフタデータ
５が存在しないため、処理を終了する。ＭＲＵポインタ
４５を示さない場゛合、前方向ポインタ４１ｉが示すキ
ャッシュ管理ブロック４０ｉを識別しくステップ９３）
、ステップ９１に進む。ステップ９１において更新トラ
ックフラグ５１ｉがオンの場合、トラック番号６０ｉを
もとに位置付は情報８ｏを設定しくステップ９４）。

エントリ数８１に１を設定し、エントリポインタ８２を
先頭エントリを示すように設定する（ステップ９６）、
ブロックアドレス８３に検出したキャッシュ管理ブロッ
ク４０ｉのアドレスを設定する（ステップ９５）、基準
とするトラック３３２の検索は、ファーストイン／ファ
ーストアウトによる方法、トラック３３２毎のキャッシ
ュ内滞在時間による選択等でもよい。

１０図は、基準とするトラック３３２が含まれるシリン
ダ内のライトアフタデータ５の書き出しＪｆｆＪ（を決
定する処理である。第３６図のステップ１３に対応する
。

本発明の実施例では、シリンダ内のライトアフタデータ
５について、トラック３３２毎に書き出す順序を決定す
る。

まず、基準とするトラック３３２が含まれるシリンダ管
理情報４８ｊのキャッシュ管理ブロックアドレス５０ｊ
の先頭から、トラック３３２の内容がキャッシュ２３に
格納されているかを検索する（ステップ１００）。すな
わち、キャッシュ管理ブロックアドレス５０ｊの内容が
ヌル（ｎｕｌｌ）でないものを検索する。検出したトラ
ック３３２が基準とするトラック３３２であるかを判定
する（ステップ１０１）。検出したキャッシュ管理ブロ
ックアドレス５０ｊの内容と先頭のブロックアドレス８
３の内容とを比較し、−Ｍした場合、キャッシュ管理ブ
ロックアドレス５０ｊが基準とするトラック３３２に対
応すると判定する。基準とするトラック３３２の場合、
既に書き出し順序情報に登録しているためステップ１０
５に進む。検出したトラック３３２が基準とするトラッ
ク３３２でない場合、当該トラック３３２に対応する更
新トラックフラグ５１ｊがオンであるかを判定する（ス
テップ１０２）、オフの場合、当該トラック３３２に対
応するライトアフタデータ５は存在しないため、ステッ
プ１０５に進む、更新トラックフラグ５１ｊがオンの場
合、エントリ数を１加算しくステップ１０３）、エント
リ数に対応するブロックアドレス８３にキャッシュ管理
ブロック４０ｉのアドレスを登録する（ステップ１０４
）。

ステップ１０５では、次のトラック３３２から、トラッ
ク３３２の内容がキャッシュ２３に格納されているか検
索する。シリンダ内のトラック３３２の検索が終了かを
判定する（ステップ１０６）。トラック３３２の検索が
終了した場合、処理を終了し、トラック３３２の検索が
終了していない場合、ステップ１０１に進む。

第１１図は、書き出し順に従いライトアフタデータ５を
磁気ディスク装置２６に書き出す処理である。第３６図
のステップ１３に対応する。

まず１位置付は情報８０の示す位置に位置付は処理を行
なう（ステップ１１０）、エントリポインタ８２が示す
エントリのブロックアドレス８３が示すキャッシュ管理
ブロック４０ｉの更新ビットマツプ６１ｉがオンのレコ
ードをキャッシュ２３からディスク装置２６に書き出し
、書き出しが完了したレコードに対応する更新ビットマ
ツプ６１ｉのビットをオフする（ステップ１１１）、エ
ントリポインタ８２を５次エントリを示すように更新す
る（ステップ１１２）。エントリが終了したかを判定す
る（ステップ１１３）。エントリが終了した場合、処理
を終了し、エントリが終了していない場合、ステップ１
１１に進む。ディスク装置２６に書き出すための１位置
付は処理、書き出し処理については。

公知の方法で行なう。

本発明の実施例では、シリンダ内の全てのライトアフタ
データ５をキャッシュ２３からディスク装置２６に書き
出しているが、書き出し対象とするトラック３３２の数
を制限してもよい、この場合、ライトアフタ処理に要す
る時間を予め定めた時間内に制限する効果がある。

本発明の実施例によれば、１回のシークで複数のトラッ
ク３３２にライトアフタデータ５を書き出すため、ライ
トアフタ処理のシーク回数をｍ減できる。このため、ラ
イトアフタ処理によってディスク装置２６が占有される
時間が減少し、ディスク制御装置のスルーブツトを向上
できる。

（実施例２） 本実施例２では１発明の対象とする入出力サブシステム
の構成等、実施例１と同様であるため。

異なっているところのみを説明する。

あるトラック３３２に書き出すライトアフタデータ５が
複数存在し、これらライトアフタデータ５を書き出すト
ラック３３２上のレコード位置が離れている場合、先の
実施例では、あるライトアフタデータ５を書き出した後
、次のライトアフタデータ５を書き出すまで回転待ちが
発生する６本実施例では、この回転待ちの間に、シリン
ダ内の他トラツク３３２のライトアフタデータ５を書き
出す処理を示す。

情報内容は、ライトアフタ情報２４の内容（実施例１の
第８図）以外は、実施例１と同じであるので、説明を省
略する。

第１２図は１本実施例のライトアフタ情報２４の内容を
示す図である。

位置付は情報８０、エントリ数８１、エントリポインタ
８２、ブロックアドレス８３は、前記実施例の第８図と
同様であるので、説明を省略する。開始終了レコードア
ドレス８４は、当エントリでの書き出し開始レコードア
ドレスと書き出し終了レコードアドレスを格納する領域
であり、ディスク回転順序８５は、書き出しを行なう磁
気ディスク３３１の回転順序すなわち、ディスクの何番
目の回転で書き出しするかを格納する領域である。本実
施例では。

ブロックアドレス８３、開始終了レコードアドレス８４
とディスク回転順序８５を１エントリとして扱う。

検索用ビットマツプ８６と回転番号８７は、ライトアフ
タデータ５の書き出し順を決定するための一時的記憶領
域として用いる。検索用ビットマツプ８６は、更新ビッ
トマツプ６１ｉと同一形式であり、書き出しレコードを
選択するための領域である。回転番号８７は、検索用ピ
ッ、トマップ８Ｇに対応する磁気ディスク３３１の回転
番号を格納する。検索用ビットマツプ８６と回転番号８
７は、シリンダ内のトラック３３２の数を上限とし、デ
ィスク装置２６に対する１回のライトアフタ処理に利用
できる磁気ディスク３３１の回転数分を用意する。

以下、本実施例の処理内容を説明する。

基準とするトラックの選択処理（実施例１の第９図）、
基準とするトラックが含まれるシリンダ内のライトアフ
タデータ５の書き出し順を決定する処理（実施例１の第
１０図）、書き出し順に従いライトアフタデータ５を書
き出す処理（実施例１の第１１図）以外は、実施例１と
同様であり、ここであらたに説明しない。

第１３図は、ライトアフタ処理の基準とするトラックを
選択する処理である。実施例１の第９図に対応する処理
である。

まず、ＬＲＵポインタ４６が示すキャッシュ管理ブロッ
ク４０ｉを識別する（ステップ１３０）。第４図では、
キャッシュ管理ブロック４０ｃが検出される。該キャッ
シュ管理ブロック４０ｉ内のトラック番号８０ｉに対応
する。更新トラックフラグ５１ｊがオンかを判定する（
ステップ１３１）。該フラグがオフの場合、前方向ポイ
ンタ４１ｉがＭＲＵポインタ４５を示すかを判定する（
ステップ１３２）。

ＭＲＵポインタ４５を示す場合、ライトアフタデータ５
が存在しないため、処理を終了する。ＭＲＵポインタ４
５を示さない場合、前方向ポインタ４１ｉが示すキャッ
シュ管理ブロック４０ｉを識別しくステップ１３３）、
ステップ１３１に進む、ステップ１３１において更新ト
ラックフラグＳｌｊがオンの場合、トラック番号６０ｉ
をもとに位置付は情報８０を設定しくステップ１３４）
、トラック渡り書き出しのレコード選択処理を行なう（
ステップ１３５）。ステップ１３５の書き出し順序決定
処理は、第１５図で詳細に説明する。基準とするトラッ
ク３３２の検索は、実施例１と同様、ファーストイン／
ファーストアウトによる方法、トラック毎のキャッシュ
内滞在時間による選択等でもよい。

第１４図は、本実施例における、基準となるトラック３
３２が含まれるシリンダ内のライトアフタデータ６の書
き出し順を決定する処理であり、実施例１の第１０図に
対応する。

本実施例では、磁気ディスク３３１の１回転内で、ライ
トアフタデータらを書き出すトラック３３２を変更して
、複数のトラック３３２にライトアフタデータ５を書き
出すための、書き出し順序選択処理を示す。この書き出
しをトラック渡り書き出しと呼ぶ。

まず、シリンダ管理情報４８ｊのキャッシュ管理ブロッ
クアドレス５１ｊの先頭から、トラック３３２の内容が
キャッシュ２３に格納されているかを検束する（ステッ
プ１４０）。すなわち、キャッシュ管理ブロックアドレ
ス５０ｊの内容がヌル（ｎｕｌｌ）でないものを検索す
る。検出トラックが基準とするトラック３３２であるか
を判定する（ステップ１４１）。検出したキャッシュ管
理ブロックアドレス５０Ｊの内容と先頭のブロックアド
レス８３の内容を比較し、一致した場合、検出したトラ
ック３３２が基準とするトラック３３２であると判定す
る。基準とするトラック３３２の場合、既に登録してい
るためステップ１４４に進む、更新トラックフラグ５１
ｊがオンであるかを判定する（ステップ１４２）。

オフの場合、ライトアフタデータ５は存在しないため、
ステップ１４４に進む。該フラグがオンの場合、トラッ
ク渡り書き出しのレコード選択処理を行なう（ステップ
１４３）。ステップ１４３の処理内容は、第１５図で詳
細に説明する。ステップ１４４では、次トラツク３３２
がら、トラック３３２の内容がキャッシュ２３に格納さ
れているかを検索する。シリンダ内のトラック３３２の
検索が終了かを判定する（ステップ１４５）。トラック
３３２の検索が終了した場合、ステップ１４６に進み、
終了していない場合、ステップ１４１に進む。ステップ
１４６は、ディスク回転順序８５と開始終了レコードア
ドレス８４が昇順となるようにソートする処理である。

まず、各エントリをディスク回転順序８５が昇順となる
ようにソートしたのち、同じディスク回転順序８５内で
、開始終了レコードアドレス８４が昇順となるようにソ
ートする。ソート処理は、公知の方法で行なう。

第１５図は、前述のトラック渡り書き出しのレコードを
選択する処理である。第１３１３ｉｉのステップ１３５
、第１４図のステップ１４３の処理を詳細に説明したも
のである。

まず、処理の概要を示す。あるトラック３３２に書き出
すライトアフタデータ５が複数存在し、これらライトア
フタデータ５を書き出すトラック３３２上の位置が離れ
ている場合、あるライトアフタデータ５をキャッシュ２
３からディスク装置２６に書き出した後１次のライトア
フタデータ６を書き出すまで１回転待ちが発生する。こ
の回転待ちの間に、シリンダ内の他トラツク３３２のラ
イトアフタデータ５を書き出す。

以下、ディスク装置２６のディスク１回転内に、トラッ
ク３３２に対する全てのライトアフタデータ５の書き出
しが完了するトラック３３２の集合を選択する方法を示
す。

本処理では、ライトアフタデータ５を書き出すトラック
３３２の変更がレコード間隔時間内に完了する場合の処
理を示す６本処理に先立ち、検索ビットマツプ８６の全
てのビットをＯにする。

まず、更新ビットマツプ６１ｉとの論理積が０である書
き出し検索用ビットマツプ８６を検索する（ステップ１
５０）。論理積が０の場合、当該トラック３３２に対す
るライトアフタデータ５は、同じ検索用ビットマツプ８
６との論理積が０であった更新ビットマツプ６１ｉに対
応するトラック３３２のライトアフタデータ５と同じ磁
気ディスク３３１の回転内に書き出し可能である。論理
積が０となる書き出し検索ビットマツプ８６があるかを
判定する（ステップ１５１）、論理積が０となる書き出
し検索ビットマツプがある場合、書き出し情報を登録す
る（ステップ１５２）、登録処理の詳細は。

第１６図で説明する０次に、書き出しを行なうライトア
フタデータ５の検索を行なったトラック３３２の書き出
しレコード位置を他トラツク３３２のライトアフタデー
タ５の書き出しに使用しないよう。

検索用ビットマツプ８６と更新ビットマツプε１１の論
理和を検索用ビットマツプ８６に登録する（ステップ１
５３）、論理積がＯとなる書き出し検索用ビットマツプ
８６がない場合、処理を終了する。

第１６図は、書き出し情報の登録処理である。

第１５図のステップ１５２の詳細処理内容である。

まず、ビット位置を先頭に設定する（ステップ１６０）
、ビット位置に対応する更新ビットマツプ６１ｉがオン
かを判定する（ステップ１６１）。

オンでない場合１次のビット位置を判定するため、ステ
ップ１６９に進む、オンの場合、エントリ数８１を１加
算しくステップ１６２）、当該ビットに対応するレコー
ドアドレスを開始終了レコードアドレス８４の開始レコ
ードアドレスと終了アドレスに設定する（ステップ１６
３）、次に、ビット位置を１加算しくステップ１６４）
、更新ビットマツプ６１ｉの検索が終了したがを判定す
る（ステップ１６５）、検索が終了した場合、処理を終
了し、検索が終了していない場合、ステップ１６６に進
む、ステップ１６６では、該ビット位置の更新ビットマ
ツプ６１ｉがオンかを判定する。オンの場合、当該レコ
ードが未登録かを判定しくステップ、１６７）、未登録
の場合、開始終了レコードアドレス８４の終了レコード
アドレスに該レコードアドレスを登録する（ステップ１
６８）、次のビット位置を検索するため、ステップ１６
４に進む、ステップ１６６で、該ビット位置の更新ピッ
１−マツプ６１１がオフと判定した場合、ビット位置を
１加算しくステップ１６９）、更新ビットマツプ６１ｉ
の検索が終了したかを判定する（ステップ１７０）。

検索が終了した場合、処理を終了し、検索が終了してい
ない場合、ステップ１６１に進む。

１７図も、トラック渡り書き出しのレコードを選択する
処理であり、第１５図の処理の他の処理例である。

本処理では、ライトアフタデータ５を書き出すトラック
の変更がレコード間隔時間内に完了しない場合の処理を
示す。本処理に先立ち、検索ビットマツプ８６の全ての
ビットを０にする。

まず、更新ビットマツプ６１ｉと論理積が０である書き
出し検索用ビットマツプ８６を横築する（ステップ１７
５）。論理積がＯの場合、当該トラック３３２に対する
ライトアフタデータ５は、同じ検索ビットマツプ８６と
の論理和が０であった更新ビットマツプ６１ｉに対応す
るトラック３３２のライ１〜アフタデータ５と同じ磁気
ディスク３３１の回転内に書き出し可能である。論理積
が０となる書き出し検索用ビットマツプ８６があるかを
判定する（ステップ１７６）。論理積が０となる書き出
し検索用ビットマツプ８６がない場合、処理を終了する
。

論理積がＯとなる書き出し検索ビットマツプがある場合
、書き出し情報を登録する（ステップ１７７）。登録処
理の詳細は、第１６図で説明したとうりである。次に、
書き出しを行なうライトアフタデータ５の検索を行なっ
たトラック３３２の書き出しレコード位置を他トラツク
３３２のライトアフタデータ５の書き出しに使用しない
ように、検索用ビットマツプ８６と更新ビットマツプ６
１ｉの論理和を検索用ビットマツプ８６に登録する（ス
テップ１７８）、書き出すトラックの変更により書き出
、せなくなるレコード位置の検索用ビットマツプ８６を
オンする（ステップ１７９）。この処理により、該レコ
ード位置がライトアフタデータ５の書き出し用として選
択されることはなくなる。

上記トラック渡り書き出しのレコード選択処理において
は、登録したライトアフタデータ５を書き出すための磁
気・ディスク３３１の７回転数より、トラックに対する
ライトアフタデータ５を全て書き出したトラック３３２
の数の方が多くなった段階で、レコードの選択を終了し
てもよい、このためには、第１４図の、ステップ１４３
で書き出し対象としたトラック３３２の数をカウントし
、書き出しレコード順を決定した後、ディスク回転順序
８５と該カウントを比較し、ディスク回転順序８５の方
が小さい場合、処理を終了し、そうでない場合ステップ
１４１に進めばよい、ステップ１４１とステップ１４２
からの分岐は、該判定処理の後に進む。

第１８図は、本実施例における。書き出し順に従いライ
トアフタデータ５を書き出す処理である。

実施例１の第１１図に対応する。

まず、位置付は情報８０の示す位置に位置付は処理を行
なう（ステップ１８０）。エントリポインタ８２が示す
エントリのブロックアドレス８３が示すキャッシュ管理
ブロック４０ｉの、開始終了レコードアドレス８４の範
囲の更新ビットマツプ６１ｉがオンのレコードをディス
ク装置２６に書き出し、更新ビットマツプ６１ｉの書き
出しが完了したレコードに対応するビットをオフする（
ステップ１８１）。

エントリポインタ８２を、次エントリを示すように更新
する（ステップ１８２）。エントリが終了したかを判定
する（ステップ１８３）。エントリが終了した場合、処
理を終了し、エントリが終了していない場合、ステップ
１８１に進む、ディスク装置２６に書き出すための、位
置付は処理、書き出し処理については、公知の方法で行
なう。

本実施例でも、ライトアフタデータ５をキャッシュ２３
からディスク装置２６に書き出す際、書き出しの対象と
するトラック３３２の数を制限したり、書き出しを行な
う磁気ディスク３３１の回転数を制限してもよい。この
場合、ライトアフタ処理に要する時間を、予め定めた時
間内に制限する効果がある。

本実施例によれば、１回のシークでライトアフタデータ
５を複数のトラック３３２に書き出すため、ライトアフ
タ処理のシーク回数を削減できる。あるトラック３３２
に書き出すライトアフタデータ５が複数存在し、これら
ライトアフタデータ６を書き出すトラック３３２上の位
置が離れている場合。

回転待ちが発生する。この回転待ちの間にシリンダ内の
他トラツク３３２のライトアフタデータ５を書き出すた
め、ライトアフタ処理に要する時間が削減できる。この
ため、ディスク装置２６の利用効率を向上でき、ディス
ク制御装置のスループットを向上できる。

（実施例３） 本実施例３でも、前述のトラック渡り書き出しを行なう
が、書き出しレコードの選択方法が実施例２とは異なる
。本実施例３では、基準とするトラック３３２と同一シ
リンダ内のライトアフタデータ５をトラック３３２のレ
コードの配列順に検索していく。

以下、本実施例の処理内容を説明する。

本実施例では、トラック渡り書き出しのレコードを選択
する処理以外は、先の実施例と同様であるため、ここで
あらたに説明しない、ライトアフタ処理の基準とするト
ラックの選択処理は、実施例１と同様であり、上記以外
のその他の処理は、実施例２と同様である。

第１９図は、本実施例における。トラック渡り書き出し
のレコードを選択する処理である。

本実施例では、シリンダ内の複数のトラック３３２を対
象とし、トラック３３２上でのレコードの配列順に、ま
ず、ライトアフタデータ６があるトラック３３２を検索
し、該トラック３３２のライトアフタデータ５が連続す
る限りこれを選択し、ライトアフタデータ５が連続しな
い場合１次に書き出すライトアフタデータ６を回転待ち
時間が最小となるように選択する。

本実施例では、磁気ディスク３３１の１回転内に書き出
せるレコードを選択する処理を示す、検索用ビットマツ
プ８６は、書き出すレコードの選択処理に先立ち、その
内容を０とする まず、更新ビットマツプ６１ｉの先頭からサーチするた
めに、ビット位置を先頭に設定する（ステップ１９０）
、ビット位置に対応する検索用ビットマツプ８６がオン
かを判定する（ステップ１９１）。オンの場合、次のビ
ットの位置を判定するため、ステップ１９４に進む、オ
フの場合、当該ビット位置がオンの更新ビットマツプ６
１ｉを検索しくステップ１９２）当該ビット位置がオン
の更新ビットマツプ６１ｉがあるかを判定する（ステッ
プ１９３）、当該ビット位置がオンの更新ビットマツプ
６１ｉがない場合、ビット位置を１加算しくステップ１
９４）、更新ビットマツプ６１ｉの検索を終了したかを
判定する（ステップ１９５）、検索が終了した場合、処
理を終了し、検索が終了していない場合、ステップ１９
１に進む、当該ビット位置がオンの更新ビットマツプ６
１ｉがある場合、エントリ数８１を１加算しくステップ
１９６）、当該ビットに対応するレコードアドレスを開
始終了レコードアドレス８４の開始レコードアドレスと
終了レコードアドレスに設定する（ステップ１９７）。

次のビット位置を検索するため、ビット位置を１加算し
くステップ１９８）、更新ビットマツプ６１１の検索が
終了したかを判定する（ステップ１９９）、検索が終了
した場合、処理を終了し、検索が終了していない場合、
ステップ２００に進む。

ステップ２００では、該ビット位置の検索用ビットマツ
プ８６がオンかを判定する。オンの場合、ステップ１９
４に進み、オフの場合、ステップ２０１に進む、ステッ
プ２０１では、該ビット位置の更新ビットマツプ６１ｉ
がオンかを判定する。オンの場合、当該レコードが未登
録かを判定しくステップ２０２）、未登録の場合、終了
レコードアドレスに該レコードアドレスを登録する（ス
テップ２０３）、ステップ２０１で、該ビット位置の更
新ビットマツプ６１王がオフの場合、ステップ１９２に
進む０次のビット位置を検索するため、ステップ１９８
に進む、上記処理を、シリンダ内のライトアフタデータ
５をもつトラック３３２に対して行なう。

本実施例において、書き出すライトアフタデータ５を選
択する際、トラック３３２毎にプライオリティを付ける
ことも可能である。この場合、ステップ１９２では、プ
ライオリティ順にトラック３３２に対応する更新ビット
マツプ６１ｉを検索する。

プライオリティの付は方は、書き出しを行なうレコード
を選択したトラック３３シの検索順にプライオリティを
低くする方法がある。この場合、磁気ディスク３３１の
１回転内で書き出し対象とするトラック３３２の数を増
やさないようにする効果がある。

本実施例によれば、１回のシークで複数のトラック３３
２にライトアフタデータ６を書き出すため。

う゛イトアフタ処理のシーク回数を削減できる。あるト
ラック３３２に書き出すライトアフタデータ５−が・複
数存在し、これらライトアフタデータ５を書き出すトラ
ック３３２上の位置が離れている場合。

回転待ちが発生する。この回転待ちの間に、シリンダ内
の他トラツク３３２のライトアフタデータ５を書き出す
ため、ライトアフタ処理に要する時間が削減できる。こ
のため、ディスク装置２６の利用効率を向上でき、ディ
スク制御装置のスループットを向上できる。

（実施例４） 先の実施例では、キャッシュに格納した前述のライトア
フタデータをビットマツプが管理している。このビット
マツプは、ある固定長（第１の実施例ではｎバイト）の
単位を１ビツトとして、トラック３３２を複数のビット
列で表したものであるため、トラック３３２に格納した
レコードの長さが分かれば、レコードに対応するビット
を計算で求めることができる。磁気ディスク３３１の１
回転内で、複数のトラック３３２にライトアフタデータ
５を書き出す前述のトラック渡り書き処理の対象とする
レコードを検索する場合、ビットマツプ上でのレコード
位置を計算できれば、ビットマツプを順次検索する場合
に比べてライトアフタ処理に要するオーバヘッドを削減
できるため、ディスク制御装置の利用効率を向上できる
。

以下、ライトアフタ対象レコードの効率のよい選択方法
を用いたライトアフタ処理について示す。

第２０図は、本実施域におけるブロック管理情報４３ｉ
　（ｉ　＝ａ、ｂ、・・・＋ｎ）の情報内容である。

トラック番号６０１．更新ビットマツプ６１ｉは先の実
施例と同様である。固定レコードフラグ６２ｉは、当該
トラック３３２のレコードのレコード長が全て等しいか
を示す情報である。固定レコード長６３ｉは、当該トラ
ック３３２のレコードの長さであり、固定レコードフラ
グ６２ｉがオンの時に有効な情報である。ブロック管理
情報４３１は、新たなトラックに割当てる際、その内容
を０に初期化する。

シリンダ管理情報４８ｊ、ブロック管理情報４３ｉ、書
き出し順序情”報の内容は、実施例２と同様である。

以下、本発明に係る処理を示す。

第２１図は、キャッシュ格納処理部３４１において、キ
ャッシュにライトアフタデータ５を格納する際の本発明
に係る処理である。

固定レコード長６３ｉが０かを判定する（ステップ２０
４）。固定レコード長６３ｉが０の場合、処理中のレコ
ードが当該トラック３３２の最初のキャッシュ２３に格
納するレコードであることを示すため、固定レコード長
６３ｉを設定しくステップ２０５）、固定レコードフラ
グ６２ｉをオンしくステップ２０６）、処理“を終了す
る。固定レコード長６３ｉが０でない場合、当該トラッ
ク３３２に関し、キャッシュ２３には既に別のレコード
が格納されていることを示す。レコード長の判定が必要
かを判断するため、固定レコードフラグ６２ｉがオンか
を判定する（ステップ２０７）。オンの場合、当該レコ
ード以外のキャッシュ２３格納レコードは、固定レコー
ド長６３ｉが示す長さであるため、当該レコード長が固
定レコード長６３ｉと等しいかを判定しくステップ２０
８）、異なる場合、固定レコードフラグ６２ｉをオフす
る（ステップ２０９）。固定レコードフラグ６２ｉがオ
ンで当該レコード長が固定レコード長６３ｉと等しい場
合と固定レコードフラグ６２ｉがオフの場合、本実施例
に係る処理をしない。

ライトアフタ処理部３４２で行なうライトアフタ処理に
関しては、トラック渡り書き出しのレコードを選択する
処理以外は、実施例２と同様である。

本実施例では、キャッシュ２３からディスク装置２６に
書き出゛すライトアフタデータ５を、前述のトラック渡
り書き出しにより書き出す。

本実施例のトラック渡り書き出し順序決定処理では、予
め定めたトラック３３２の順序で、トラック３３２のレ
コードの配列順に書き出し処理を行なう磁気ディスク３
３１の回転を決定する。

まず、ビットマツプ上でのレコード先頭位置の算出方法
を示す。

このビットマツプは、ある固定長（本実施例ではｎバイ
ト）の単位を１ビツトとして、トラック３３２を複数の
ビット列で表したものであり、レコードがトラック３３
２上で格納されている領域に対応するビットがオンされ
ている。さらに、トラック３３２上でのレコード格納開
始位置は明らかである。従って、トラック上でのレコー
ド格納開始位置、レコード格納開始位置のレコードの番
号を０として順序付けたレコード番号、レコード間隔長
（バイト単位）、ビットマツプで１ビツトが示すバイト
長、固定レコード長６３１　（バイト単位）により、ビ
ットマツプ上でのレコード先頭位置は算出できる。以下
に算出式を示す。

レコードのビット位置＝（レコード格納開始位置＋（レ
コード番号）×（レコード間隔長十固定レコード長６３
ｉ））÷（１ビツトが示すバイト数）第２２図は、トラ
ック渡り書き出しの・ライトアフタレコードを選択する
処理である。

ここでは、磁気ディスク３３１の１回転で複数のトラッ
ク３３２にライトアフタデータ５を書き出す際、書き出
すトラック３３２の変更がレコード間隔時間内に完了す
る場合の処理を示す。

まず、レコードのビット位置を算出する（ステップ２１
０）、ビット位置の算出は、前記算出式で行なう。検索
用ビットマツプ８６の検索が終了しているかを判定する
（ステップ２１１）。検索が終了している場合、処理を
終了し、検索が終了していない場合、以下の処理を行な
う、ライトアフタデータ５を書き出すための検索の対象
のトラック３３２の更新ビットマツプ６１ｉの当該位置
ビットがオンかを判定する（ステップ２１２）。オフの
場合１次のレコード位置を検索するため、ステップ２１
０に進む、更新ビットマツプ６１ｉの当該位置ビットが
オンの場合、あらかじめ定めた順序・に従い検索用ビッ
トマツプ８６を検索し、当該ビットがオフのものがある
かを判定する（ステップ２１３）。当該ビットがオフの
検索用ビットマツプ８６があるかを判定す、る（ステッ
プ２１４）。オフのものがない場合、該位置は別のトラ
ック３３２の書き出しで使用されているため、検索中の
トラック３３２の書き出しはできない。従って、次のレ
コード位置を検索するため、ステップ２１０に進む。

検索ビットマツプのビットがオフのものがある場合、ラ
イトアフタレコードの書き出しは可能であるため、以下
、当該位置のライトアフタレコードを書き出すための情
報を記録する処理を行なう。

ライトアフタレコードは連続しているかを判定する（ス
テップ２１５）。連続していない場合、エントリ数８１
を１加算しくステップ２１Ｇ）、検索用ビットマツプ８
６に対応する回転番−号８７をディスク回転順序８５に
設定し、該レコードのアドレスを開始終了レコードアド
レス８４の開始レコードアドレスと終了レコードアドレ
スとして設定しくステップ２１７）、次のレコードを判
定するため、ステップ２１．０に進む。更新レコードが
連続している場合、該レコードのアドレスを開始終了レ
コードアドレス８４の終了レコードアドレスとして記録
しくステップ２１８）、次のレコードを判定するため、
ステップ２１０に進む。

以下、磁気ディスク３３１の１回転で複数のトラック３
３２にライトアフタデータ６を書き出す際、書き出すト
ラック３３２の変更がレコード間隔時間内に行なえない
場合、磁気ディスク３３１の１回転内に書き出し可能な
トラックの集合の検出方法を示す０本処理が、書き出す
トラック３３２の変更がレコード間隔時間内に行なえる
場合と異なる点は、書き出し順序情報に、後述する前、
切り換えフラグと後切り換えフラグを持つことと、トラ
ック渡り書き出しのライトアフタレコードを選択する処
理内容である。

第２３図は、本実施例におけるライトアフタ情報２４の
内容を示す図である。

位置付は情報８Ｇ、エントリ数８１．エントリポインタ
８２．ブロックアドレス８３、開始終了レコードアドレ
ス８４、ディスク回転順序８５．検索用ビットマツプ８
６、回転番号８７は、第１２図と同様である。

前切り換えフラグ８８は、既に書き出し対象としたライ
トアフタレコードを含むトラック３３２へ書き出すトラ
ックを変更することが必要なことを示すフラグであり、
後切り換えフラグ８９は、既に書き出し対象としたレコ
ードを含むトラック３３２から別のトラックへ変更する
ことが必要なことを示す。

以下の実施例では、書き出すトラックの変更がルコード
分ディスクが回転する間に完了する場合であり、磁気デ
ィスク３３１の１回転で書き出せるレコードを選択する
方法を示す。

第２４図は１本実施例におけるトラック渡り書き出しの
レコードを選択する処理である。

ビット位置を算出する（ステップ２３０）。ビット位置
の算出は、前記算出式で行なう。ビットマツプの検索が
終了したかを判定する（ステップ２３１）。検索が終了
した場合、ステップ２４５に進み、検索が終了していな
い場合、ステップ２３２に進む、まず、検索が完了して
いない場合を説明する。検索用ビットマツプ８６で当該
ビット位置のビットがオンかを判定する（ステップ２３
２）。ビットがオンの場合、既に書き出し対象レコード
を登録しであるため、後切り換えフラグ８９をオンしく
ステップ２３３）、ステップ２３０に進む。

ビットがオフの場合、後切り換えフラグ８９がオンかを
判定する（ステップ２３５）。該フラグがオンの場合、
後切り換えフラグ８９をオフしくステップ２３６）、該
レコードを書き出し対象から外すため、ステップ２３０
に進む。後切り換えフラグ８９がオフの場合、前切り換
えフラグ８８がオンかを判定する（ステップ２３７）、
前切り換えフラグ８８がオフの場合、書き出しライトア
フタレコードの検索を行なう。該位置の更新ビットマツ
プ６１ｉがオンかを判定する（ステップ２３８）。更新
ビットマツプ６１ｉがオンの場合、前切り換えフラグ８
８をオンしくステップ２３９）、ステップ２３０に進み
、更新ビットマツプ６１ｉがオフの場合、ステップ２３
０に進む、ステップ２３７で、前切り換えフラグ８８が
オンの場合、以下のレコードの登録処理を行−なう、府
切り換えフラグ８８をオフしくステップ２４０）、更新
レコードが連続しているかを判定する（ステップ２４１
）、更新レコードが連続していない場合、エントリ数を
１加算しくステップ２４２）、エントリ情報として、キ
ャッシュ管理ブロックアドレス５０ｊをブロックアドレ
ス８３に記録し、ルーコード前のレコードアドレスを開
始終了レコードアドレス８４の開始レコードアドレスと
終了レコードアドレスとして記録し。

回転番号８７をディスク回転順序８５に記録しくステッ
プ２４３）、ステップ２３０に進む。更新レコードが連
続している場合、ルーコード前のレコードアドレスを開
始終了レコードアドレス８４の終了レコードアドレスと
して記録しくステップ２４４）、ステップ２３０に進む
０次ｌこ、ステップ２３１で検索が終了したと判定した
場合の処理を以下に示す、前切り換えフラグ８８がオン
かを判定する（ステップ２４５）。前切り換えフラグ８
８がオフの場合、処理を終了する。前切り換えフラグ８
８がオンの場合、以下のレコードの登録処理を行なう。

更新レコードが連続しているかを判定する（ステップ２
４６）、更新レコードが連続していない場合、エントリ
数を１加算しくステップ２４７）、エントリ情報として
、キャッシュ管理ブロックアドレス５０ｊをブロックア
ドレス８３に記録し、ルーコード前のレコードアドレス
を開始終了レコードアドレス８４の開始レコードアドレ
スと終了レコードアドレスとして記録し、回転番号８７
をディスク回転順序８５に記録しくステップ２４８）、
処理を終了する。更新レコードが連続していない場合、
ルーコード前のレコードアドレスを開始終了レコードア
ドレス８４の終了レコードアドレスとして記録しくステ
ップ２４９）、処理を終了する。

なお、ルコード分磁気ディスク３３１が回転する間に書
き出すトラックの変更が行なえないほど短いレコードが
存在する場合、このようなレコードを持つトラック３３
２は、トラック渡り書き出しの対象とはせず、前述のト
ラック順次書き出しを選択すればよい。

本実施例によれば、磁気ディスク３３１の１回転内で、
複数のトラック３３２にライトアフタレコードを書き出
すために、書き出しの対象とするライトアフタレコード
を検索する場合、ビットマツプ上でのレコード位置を計
算でき、ピッ１へマツプを順次検索する場合と比べてラ
イトアフタ処理に要するオーバヘッドを削減できる。ラ
イトアフタ処理のシーク回数を削減し、トラック渡り書
き出しによりライトアフタ処理時間が削減されるため、
ディスク制御装置のスループットを向上できる。

（実施例５） 本実施例５は、トラック３３２毎に更新レコード数を記
録し、シリンダ内のライトアフタデータの書き出し順序
を決定する際、更新レコード数の多いトラック３３２か
ら順に選択する方法である。

第２５図は、本実施例におけるシリンダ管理情報４８ｊ
の内容である。

キャッシュ管理ブロックアドレス５０ｊ、更新トラック
フラグ５１ｊは、実施例１と同様である。更新レコード
数５２ｊは、当該トラック３３２のライトアフタデータ
を保有するレコード数を格納する領域である。

シリンダ管理情報４８ｊ以外の情報は、実施例１と同様
であるので、説明を省略する。

以下、本実施例の処理内容をフローチャートで説明する
。

第２６図は、本実施例において、キャッシュ格納部３４
１でキャッシュにライトアフタデータを格納する際の処
理である。

更新の対象となったレコードが更新ビットマツプ６１ｉ
でオンかを判定する。該ビットがオンの場合、ステップ
２５３に進む。該ビットがオフの場合、更新ビットマツ
プ６１ｉの対応するビットをオンしくステップ２５１）
、更新レコード数５２ｊに１を加える（ステップ２５２
）。ステップ２５３では、更新トラックフラグをオンし
くステップ２５３）、処理を終了する。

以下、ライトアフタ処理について示す。ライトアフタ処
理では、基準とするトラックと同一シリンダ内のライト
アフタデータの書き出し順を決定する処理以外は、実施
例１と同様であるため、ここであらたに説明しない。

第２７図は、本実施例における基準とするトラックが含
まれるシリンダ内のライトアフタデータの書き出し順を
決定する処理である。

本実施例では、トラック渡り書き出しの書き出しｊ須選
択を行なう。

シリンダ内で更新レコード数５２ｊが多い順に。

ライトアフタデータをキャッシュ２３に格納しているト
ラック３３２を検束する（ステップ２６０）。

検索が終了したかを判定する（ステップ２６１）。

検索が終了した場合、ステップ２６４に進む。検索が終
了していない場合、基準とするトラック３３２であるか
を判定する（ステップ２６２）。検出したキャッシュ管
理ブロックアドレス５０ｊの内容と先頭のブロックアド
レス８３の内容とを比較し、一致した場合、検出したト
ラック３３２に対応するキャッシュ管理ブロックアドレ
ス５０ｊであると判定する。基準とするトラック３３２
の場合、既に書き出し順情報を登録しているため、ステ
ップ２６０に進む。基準とするトラック３３２でない場
合、トラック渡り書き出しのレコードを選択する処理を
行ない（ステップ２６３）ステップ２６０に進む。ステ
ップ２６３のトラック渡り書き出しのライトアフタレコ
ードを選択する処理は、先の実施例と同様の方法で行な
う。ステップ２６４は、ディスク回転順序８５と開始終
了アドレス８４が昇順となるようにソートする処理であ
る。まず、各エントリをディスク回転順序８５が昇順と
なるように。

ソートしたのち、同しディスク回転順８５内で、開始終
了レコードアドレス８４が昇順となるようにソートする
。ソート処理は、公知の方法で行なう。

本実施例によれば、トラック３３２毎に更新レコード数
を記録し、シリンダ内のライトアフタデータの書き出し
順を決定する際、更新レコード数の多いトラック３３２
から順に選択するため、１回のライトアフタ処理で書き
出し対象とするトラック３３２の数に制限があるような
場合、ライトアフタ対象レコードの選択効率を向上でき
る。さらに、ライトアフタ処理のシーク回数を削減し、
磁気ディスク３３１の１回転内で複数のトラック３３２
のライドアフタデータをキャッシュ２３から磁気ディス
ク装ｆ！２Ｇに書き出すことにより、ライトアフタ処理
時間を削減できるため、ディスク制御装置のスループッ
トを向上することができる。

（実施例６） 本実施例６では、磁気ディスク３３１の１回転内で、複
数のトラック３３２のレコードを書き出す前述のトラッ
ク渡り書き出しと、１回転内でトラック３３２ずつ書き
出す前述のトラック順次書き出しを選択する方法につい
て示す。

第２８図は１本実施例におけるシリンダ管理情報４８ｊ
の内容である。

キャッシュ管理ブロックアドレス５０ｊ、更新トラック
フラグ５１ｊは、実施例１の第５図と同様であるため、
ここであらたに説明しない、シーケンシャルフラグ５３
ｊは、当該トラック３３２がシーケンシャル属性でアク
セスされたライトアフタデータをキャッシュ２３に持つ
こを示すフラグであり、形式書き込みフラグ５４ｊは、
該トラック３３２がトラック３３２の初期化を行なう形
式書き込みコマンドによるライトアフタデータをキャッ
シュ２３内に持つことを示すフラグである。

シリンダ管理情報４８ｊ以外の情報内容は、前述の実施
例と同様であるので、説明を省酩する。

以下１本実施例に係る処理をフローチャーＩ・で示す。

第２９図は、本実施例において、キャッシュ格納部３４
１でキャッシュにライトアフタデータを格納する際の処
理である。

ライトアフタデータ格納レコードの位置に対応する更新
ビットマツプ６１ｉをオンする（ステップ２８０）。ラ
イトアフタデータが発生したトラック３３２に対応する
更新トラックフラグ５Ｆをオンする（ステップ２８１）
。シーケンシャルアクセスかを判定しくステップ２８２
）、シーケンシャルアクセスの場合、ライトアフタデー
タが発生したトラック３３２に対応するシーケンシャル
フラグ５３ｊをオンする（ステップ２８３）。形式書き
込みコマンドかを判定しくステップ２８４）、形式書き
込みコマンドの場合、ライトアフタデータが発生したト
ラック３３２に対応する形式書き込みフラグ５４ｊをオ
ンする（ステップ２８５）。

第３０図は１本実施例において、基準とするトラックが
含まれるシリンダ内のライトアフタデータの書き出し順
序を決定する処理である。

磁気ディスク３３１の１回転内で複数のトラック３３２
にライトアフタデータを書き出すトラック渡り書き出し
と１回転内でトラック３３２ずつ書き出すトラック順次
書き出しを以下の方法で選択する。

まず、シリンダ内にシーケンシャルフラグがオンのトラ
ック３３２があるかを判定する（ステップ２９２）。シ
ーケンシャルフラグ５３ｊがオンのトラック３３２があ
る場合、トラック順次書き出しを選択するためステップ
２９６に進む、同一シリンダ内に形式書き込みフラグ５
４ｊがオフのトラック３３２があるかを判定する（ステ
ップ２９３）、形式書き込みフラグ５３がオンのトラッ
ク３３２があれば。

トラック順次書き出しを選択するため、ステップ２９６
に進む。

ステップ２９４では、トラック渡り書き出しを順次選択
する。

ステップ２９６では、トラック順次書き出しの書き出し
順序を選択する。

トラック順次書き出し順序の選択内容は、実施例１のラ
イトアフタ処理と同様であり、トラック渡り書き出しの
書き出し順序の選択内容は、実施例１以外の先の実施例
のライトアフタ処理と同様であるので、説明を省略する
。

本実施例では、シリンダ内に形式書き込みされたライト
アフタデータを持つトラック３３２があれば、順次書き
出しを選択しているが、形式書き込みあるいは非形式書
き込みという属性により、基準とするトラック３３２と
同一の前記属性のトラック３３２のみを選び出して磁気
ディスク装置２６に書き出しても良く、キャッシュ２３
にライトアフタデータを保有するトラック３３２に対し
て基準とするトラック３３２と同一の前記属性のトラッ
ク３３２の割合が少ない時、シリンダ全体をトラック順
次書き出しの対象としても良い、さらに、形式書き込み
されていないトラック３３２の集合をトラック渡り書き
出しとし、形式書き込みされたトラック３３２の集合を
トラック順次書き出しとしても良い。シーケンシャルア
クセスに関しても同様である。

本実施例によれば、シーケンシャルアクセスあるいは形
式書き込みというライトアフタデータの汎性により、磁
気ディスク３３１の１回転内で複数のトラック３３２に
ライ１−アフタデータを書き出すトラック渡り書き出し
と１回転内でトラック３３２ずつ書き出すトラック順次
書き出しを選択する。

キャッシュ２３内に形式書き込みされたライ（−アフタ
データを持つトラック３３２や、キャッシャ２３内にシ
ーケンシャルアクセスされたライトアフタデータを持つ
トラック３３２は、磁気ディスク３３１の１回転内で別
のトラック３３２の書き出しを行なえる可能性が低い。

本実施例では、シリンダ内の複数のトラック３３２のラ
イトアフタデータを磁気ディスク３３１の１回転内に書
き出せる可能性が高いときにトラック渡り書き出しを試
行するため、該選択が無駄になる可能性が低く、書き出
しレコード選択に関するオーバヘッドを削減できる。本
実施例も、他実施例同様に、ライトアフタ処理のシーク
回数を削減し、磁気ディスク３３１の１回転内に複数の
トラック３３２にライトアフタデータを書き出す場合、
さらに、ライトアフタ処理時間を削減できるため、ディ
スク制御装置のスループットを向上できる。

（実施例７） 以下１本発明のさらに他の実施例を１図面により詳細に
説明する。

ディスク装置は、回転位置検出機能により読み書きすべ
きレコードがヘッド３３３の位置に到達した時点で、制
御装置に接続される。ライトアフタデータをディスク装
置に書き出す際、ディスク装置のディスク１回転内に書
き出すレコードが複数有り、それらが一定値以上離れて
いる場合１回転位置検出機能により、制御装置とディス
ク装置を切り離すことができる。この間、制御装置が別
のディスク装置に対する入呂力を実行でき、ディスク制
御装置の利用効率を向上できる。

以下、ライトアフタ処理中に回転位置検出機能により、
制０１装置とディスク装置を切り離す処理の実施例を示
す。本実施例は、実施例１と同様の構成で実現でき、実
施例１と異なるところは、ライトアフタデータをディス
ク装置に書き出す際の処理（実施例１における第３６図
）のうちステップ１３のディスク装置２６にライトアフ
タレコードを書き出す処理である。書き出し処理のうち
、シーク、サーチ処理、回転位置指示処理は、良く知ら
れた方法で行なうため、ここでは、制御装置とディスク
装置を切り離す判定処理について示す。

まず１回転位置検出機能により、制御装置２０とディス
ク装置２６を切り離す処理が有効となる条件について示
す。本処理は、あるライトアフタレコードを書き出した
後、次のライトアフタレコードを書き出すまでの時間を
有効活用する。この時間を、ライトアフタレコード間隔
時間と呼ぶ。しかし、本処理には、回転位置指示等のデ
ィスク装置２６の切り離しオーバヘッドとディスク装ｒ
１２６の回転位置検出報告後のデータ転送開始処理等の
ディスク装！！２６の接続オーバヘッドが存在する。従
つて、前述のライトアフタレコード間隔時間が、ディス
ク装置２６の切り離しオーバヘッドと接続オーバヘッド
を加えた時間より大きい場合、効果が現われる。

第３１図は、本実施例による、ライトアフタデータ５を
キャッシュ２３からディスク装置２６に書き出す処理で
ある。

まず、制御装置２０とディスク装置２６を接続し、書き
出し対象シリンダへのシーク要求と書き出し先頭レコー
ドの回転位置検出をディスク装置２６に指示したのち、
切り離す（ステップ３００）。制御装置２０は、ディス
ク装置２６からの上記指示の完了報告を待つ（ステップ
３０１）。この間、制御装置２０は、別のディスク装置
２６のライトアフタ処理あるいは処理装置２５からの入
出力要求受領、等の処理を行なえる。制御装置２０は、
ディスク装置２ｓからシークと回転位置検出の完了が報
告されたら、当該ディスク装置２６を接続し、レコード
を確認するサーチ処理を行ない、書き出し位置を確認し
た後、データをディスク装置２６に書き出す（ステップ
３０２）。次の書き出しレコードが存在するかを判定す
る（ステップ３０３）。書き出しレコードが存在しない
場合、処理を終了する。書き出しレコードが存在する場
合、ライトアフタ対象レコードの間隔時間を求める（ス
テップ３０４）。

この時間は、更新ビットマツプ６１のライトアフタ対象
レコード間のビット数、更新ビットマツプ６１の１ビツ
トが示すバイト数、磁気ディスクの１回転に要する時間
、トラックの格納可能バイト数により、以下の式で算出
できる。

ライトアフタレコード間隔時間＝（レコード間ビット数
×１ビットが示すバイト数）×磁気ディスクの１回転に
要する時間÷トラックの容量（バイト） 次に、ライトアフタレコード間隔時間がディスク装置２
６の切り離しオーバヘッドと接続オーバヘッドを加えた
値より大きいかを判定する（ステップ３０５）。ライト
アフタレコード間隔時間が、前記オーバヘッドより小さ
い場合、切り離しは不可能であり、次に書き出すレコー
ドを確認するため、レコードを確認するサーチ処理を行
ない、書き出し位置を確認した後データをディスク装置
２６に書き出しくステップ３０６）、ステップ３０３に
進む。ライトアフタレコード間隔時間が、前記オーバヘ
ッドより大きい場合、次に書き出すレコードに対する回
転位置検出をディスク装置２６に指示したのち、切り雌
しくステップ３０７）、ステップ３０１に進む。上記の
判定処理は、ライｊ・アフタ処理を開始する前に行ない
、その結果に従って書き出しを行なっても良く、ライト
アフタ処理でライトアフタレコードを書き出すたびに行
なっても良い。

磁気ディスク３３１は回転体であるため、ある磁気ディ
スク３３１の回転内で書き出す最後のライトアフタレコ
ードと次の磁気ディスク３３１の回転で書き出す最初の
ライトアフタレコード間でも、前記の処理は適用できる
。本発明は、前述のトラック順次書き出し、トラック渡
り書き出し等のライトアフタデータの書き出し方法によ
らず、１回のシークで複数のライトアフタレコードを書
き出す場合、適用できる。

本実施例によれば、ライトアフタデータをキャッシュ２
３からディスク装置２６に書き出す際、磁気ディスク３
３１の１回転内に書き出すライトアフタレコードが複数
有り、それらが一定値以上能れている場合、回転位置検
出機能により、制御袋２ｔ２０とディスク装置２６を切
り離し、この間、制御装置２０が別のディスク装置２６
に対する入出力を実行できるため、ディスク装置の利用
効率を向上できる。

（実施例８） 以下１本発明のさらに他の実施例を、図面により詳細に
説明する。

先の実施例では、ライトアフタ処理を行なう際、ライト
アフタデータの書き出し順序を決定した後、この情報に
従ってライトアフタデータをディスク装置に書き出して
いた。本実施例では、ライトアフタデータを書き出した
後１次に書き出すライトアフタレコードを決定する処理
を示す。

第３５図は、本発明におけるライトアフタ制御を示す図
である。ライトアフタ処理部３４２の処理以外は、実施
例１と同様である。

ライトアフタ処理部３４２は、書き出し対象とする基準
のトラック３３２を選択する処理と、基準とするトラッ
ク３３２にヘッド３３３を位置付けたとき、同時に位置
づくトラック３３２のライトアフタデータ５を選択する
処理と、このライトアフタデータ５をディスク装置２６
に書き出す処理からなる。

なお５本実施例では、実施例１のライトアフタ情報２４
は必要ない。

以下、本実施例の動作を説明する。

キャッシュ２３にライトアフタデータを格納する際の処
理は、実施例１と同様である。

第３２図は、ライトアフタ処理部３４２において、ライ
トアフタデータをキャッシュ２３がら磁気ディスク装置
２εに書き出すライトアフタ処理である。

まず、ライトアフタ処理の基準とするトラック３３２を
選択する（ステップ３１０）。本処理の詳細は、実施例
１の第９図と同様である。ライトアフタデータを書き出
すトラック３３２があるかを判定する（ステップ３１１
）、ライトアフタデータを書き出すトラック３３２かな
い場合、処理を終了し、ライトアフタデータを書き出す
トラックがある場合、ステップ３１２に進む。ステップ
３１２では、ビット位置を先頭に設定する。

当該ビット位置がオンの更新ビットマツプ６１ｉを検索
しくステップ３１３）、当該ビット位置がオンの更新ビ
ットマツプ６１ｉが存在するかを判定する（ステップ３
１４）。当該ビット位置がオンの更新ビットマツプ６１
ｉが存在しない場合、ビット位置を１加算しくステップ
３１５）、１トラック分のビットマツプの検索が終了し
たかを判定する（ステップ３１６）、検索が終了してい
ない場合、ステップ３１３に進み、検索が終了した場合
、ステップ３２１に進む。当該ビット位置がオンの更新
ビットマツプ６１ｉが存在する場合、更新ビットマツプ
６１ｉの書き出したライトアフタレコードに対応するビ
ットをオフし、当該ライトアフタレコードを磁気ディス
ク装置２６に書き出す（ステップ３１７）、次のライト
アフタレコードを検索するため、ビット位置を１加算し
くステップ３１８）、１トラック分のビットマツプの検
索が終了したかを判定する（ステップ３１９）。検索が
終了していない場合、ステップ３２０に進み、検索が終
了した場合、ステップ３２１に進む。ステップ３２０で
は、書き出したトラックに対応する更新ビットマツプ６
１ｉのビットがオンかを判定する。該ビットがオフの場
合１次のレコードを検索するため。

ステップ３１３に進む。該ビットがオンの場合。

当該レコードを書き出すためステップ３１４に進む。ス
テップ３２１では、当該シリンダのライトアフタレコー
ドの書き出しが完了したかを判定する。これは、シリン
ダ内の更新ビットマツプ６１ｉの全ビットがオフかを判
定すれば良い。書き出しが完了していない場合、ステッ
プ３１２に進み、書き出しが完了した場合、処理を終了
する。

本実施例では、ライトアフタデータを書き出した後、次
に書き出すライトアフタデータを検索しているが、次に
書き出すレコードの検索は、ライトアフタデータをディ
スク装置２６に書き出すステップ３１７の処理と並列に
処理にしても良い。

本実施例では、シリンダ内の全てのライ１〜アフタデー
タをキャッシュ２３がらディスク装置２６に書き出して
いるが、書き出しの対象とするトラック３３２の数を制
限したり、書き出しを行なう磁気ディスク３３１の回転
数を制限しても良い。この場合、ライトアフタ処理に要
する時間を、予め定めた時間内に制限する効果がある。

本実施例によれば、ライトアフタデータを書き出しなが
ら次に書き出すライトアフタデータを決定するため、事
前にライトアフタデータの書き出し順を決定せず、１回
のシークでシリンダ内のライトアフタデータを書き出す
、磁気ディスク３３１の１回転内で複数のトラック３３
２のライトアフタデータをキャッシュ２３から磁気ディ
スク装置２６に書き出すため、ライトアフタ処理のシー
ク回数が減少し、ライトアフタ処理時間が削減できる。

これにより、ディスク装置のスルーブツトを向上できる
。

〔発明の効果〕

以上、説明したように１本発明によれば、ライトアフタ
処理時におけるシーク回数を削減することができる。ま
た、磁気ディスク１回転内にシリンダ内の複数のトラッ
クにライトアフタデータを書き出しているので、ライト
アフタ処理によって磁気ディスク装置が占有される時間
を削減することができる。従って、ディスク制御装置の
スループットを向上することができ、ライトアフタ処理
を効率良く実行できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は１本発明のライトアフタキャッシュ制御を示す
図。 第２図は、本発明の対象となる入出力サブシステムの構
成例を示す図。 第３図は、キャッシュの構成を示す図、第４図は、ディ
レクトリの内容を示す図、第５図は、シリンダ管理情報
の内容を示す図。 第６図は、ブロック管理情報の内容を示す図。 第７図は、キャッシュにライトアフタ対象レコードを格
納する際の処理図、 第８図は、トラック順次書き出し処理の書き出しｊ順序
情報の内容を示す図。 第９図は、ライトアフタ処理の基準とするトラックを選
択する処理を示す図、 第１０図は、トラック順次書き出しを行うための基準と
するトラックと同一シリンダ内の書き出し順序を決定す
る処理を示す図、 第１１図は、ライトアフタ情報に従ってライトアフタデ
ータを磁気ディスク装置に書き出す処理を示す図、 第１２図は、トラック渡り書き出し処理のライトアフタ
情報の内容を示す図、 第１３図は、トラック渡り書き出しを行なうためのライ
トアフタ処理の基準とするトラックを選択する処理を示
す図、 第１４図は、トラック渡り書き出し処理をするトラック
と同一シリンダ内の書き出し順序を決定する処理を示す
図、 第１５図は、トラック渡り書き出しのレコードを選択す
る処理を示す図、 第１６図は、ライトアフタ情報の登録処理を示す図、 第１７図は、書き出しトラックの変更処理がレコード間
隔時間内に完了しない場合のトラック渡り書き出しのレ
コードを選択する処理を示す図、第１８図は、トラック
渡り書き出しを行なうライトアフタ情報に従ってライト
アフタデータを磁気ディスク装置に書き出す処理を示す
図。 第１９図は、トラック渡り書き出しのレコードをレコー
ドの配列順に選択する処理を示す図、第２０図は、ビッ
トマツプ上でのレコード位置を算出する場合のブロック
管理情報の内容を示す図。 第２１図は、ビットマツプ上でのレコード位置を算出す
る場合のキャッシュにライトアフタ対象レコードを格納
する際の処理を示す図、第２２図は、ビットマツプ上で
のレコード位置を算出する場合のトラック渡り書き出し
のレコードを選択する処理を示す図。 第２３図は、書き出しトラックの変更処理がレコード間
隔時間内に完了しない場合のレコード位置を算出する場
合のライトアフタ情報の内容を示す図、 第２４図は、書き出しトラックの変更処理がレコド間隔
時間内で完了しない時、ビットマツプ上でのレコード位
置を算出する場合のトラック渡りｉイき出しのレコード
を選択する処理を示す図、第２５図は、更新レコード数
順にトラック渡り書き出しのレコード選択を行なう場合
のシリンダ管理情報の内容を示す図、 第２６図は、更新レコード数をカウントする場合のキャ
ッシュにライトアフタ対象レコードを格納する際の処理
を示す図、 第２７図は、更新レコード数１＠にトラック渡り書き出
しのレコード選択を行う場合の書き出しレコード順を選
択する処理を示す図、 第２８図は、トラック順次書き出し処理とトラック渡り
書き出し処理を選択する場合のシリンダ管理情報の内容
を示す図、 第２９図は、トラック順次書き出し処理とトラック渡り
書き出し処理を選択する場合のキャッシュにライトアフ
タデータを格納する際の処理を示す図、 第３０図は、トラック順次書き出し処理とトラック渡り
書き出し処理を選択する処理を示す図。 第３１図は、ライトアフタデータを磁気ディスク装置に
書き出す際１回転位置検出機能により制御装置とディス
ク装置を切り離す動作を含む処理を示す図、 第３２図は、トラック渡り書き出しの判定を行ないなが
らライトアフタデータを磁気ディスク装置に書き出す処
理を示す図。 第３３図は、ディスク装置の構成の一例を示す図、 第３４図は、制御プロセッサの内容を示す図、第３５図
は、ライトアフタデータを書き出した後、次に書き出す
ライトアフタデータを検出する処理を行なうライトアフ
タキャッシュ制御を示す図。 第３６図は、ライトアフタデータをディスク装置に書き
出す際の処理を示す図である。 図中、２０・・・制御装置、２１・・・制御プロセッサ
、２２・・ディレクトリ、２３・・・キャッシュ、２４
・・・ライトアフタ情報、２６・・・ディスク装置、４
３ｉ・・・ブロック管理情報、４８ｊ・・・シリンダ管
理情報。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、記録媒体である複数の磁気ディスクと、前記磁気デ
   ィスクの回転中心から径方向に同時に同方向に移動し、
   前記磁気ディスク上のデータを読み書きする複数のヘッ
   ドとで構成され、前記磁気ディスク上に、前記磁気ディ
   スクの回転中心から同心円状にデータを記録するトラッ
   クを複数設けたディスク装置と、処理装置に接続され、
   前記処理装置から前記ディスク装置への書き出しデータ
   をディスクキャッシュに書込んだ段階で書き出し完了を
   前記処理装置に報告し、前記データを前記ディスク装置
   に書き出すライトアフタキャッシュ制御を行なうディス
   ク制御装置において、前記ディスクキャッシュ内に存在
   して前記ディスク装置に書き出していないデータを、前
   記ディスクキャッシュから前記ディスク装置の前記トラ
   ックに書き出す際、前記データを前記ディスクキャッシ
   ュに格納している前記トラックのうち、任意のトラック
   を選択し、該トラックに前記ヘッドを位置付けた場合、
   前記ヘッドが同時に位置付けられる複数の前記トラック
   に関する前記データの書き出し順序を決定し、前記書き
   出し順序に従い、前記データを前記ディスクキャッシュ
   から前記ディスク装置に書き出すことを特徴とするデー
   タ書き出し制御方式。 ２、前記データの書き出し順序は、前記トラック毎に、
   前記データの前記トラック上での配列順に書き出しを行
   なう順序であることを特徴とする請求項１記載のデータ
   書き出し制御方式。 ３、前記データの書き出し順序は、前記磁気ディスクの
   １回転内に、前記トラックに関する前記データの全てを
   、前記ディスクキャッシュから前記ディスク装置に書き
   出せるトラックの集合を選択し、前記データが前記ヘッ
   ドに位置付けられる順に書き出しを行なう順序であるこ
   とを特徴とする請求項１記載のデータ書き出し制御方式
   。 ４、前記データの書き出し順序は、予め定めた前記トラ
   ックの順序で、前記データが前記ヘッドに位置付けられ
   る順に、前記データの書き出しを行なう前記磁気ディス
   クの回転順序を決定し、前記磁気ディスクの同一の回転
   順序に対しては、前記データが前記ヘッドに位置付けら
   れる順に書き出しを行なう順序であることを特徴とする
   請求項１記載のデータ書き出し制御方式。 ５、前記データの書き出し順序は、前記データが前記ヘ
   ッドに位置付けられる順に、前記データを前記ディスク
   キャッシュに格納しているトラックを検索し、該トラッ
   クの前記データが連続するかぎりこれを選択し、前記デ
   ータが連続しない場合、まだ書き出し順を決定していな
   い前記データのうち、前記データが前記ヘッドに位置付
   けられるまでの時間が最小となるものを選択することを
   特徴とする請求項１記載のデータ書き出し制御方式。 ６、前記データを前記ディスクキャッシュに格納してい
   る前記トラックの選択は、前記データを前記ディスクキ
   ャッシュに格納している前記トラックのうち、最も長い
   時間、入出力対象となっていないデータに対応するトラ
   ックを選択することを特徴とする請求項１記載のデータ
   書き出し制御方式。 ７、前記処理装置から前記ディスクキャッシュに前記デ
   ータを格納する際、シーケンシャルアクセスで前記ディ
   スクキャッシュに格納した前記データの有無を前記トラ
   ック単位に記録し、前記ヘッドが同時に位置付けられる
   複数の前記トラックに関する前記データの書き出し順序
   は、シーケンシャルアクセスされた前記トラックがある
   場合、前記トラック毎に、前記データの前記トラック上
   での配列順に書き出しを行ない、さらに、前記処理装置
   から前記ディスクキャッシュに前記データを格納する際
   、前記トラックの初期化を行なう形式書き込みコマンド
   で前記ディスクキャッシュに格納した前記データの有無
   を前記トラック単位に記録し、前記ヘッドが同時に位置
   付けられる複数の前記トラックに関する前記データの書
   き出し順序は、形式書き込みされた前記トラックがある
   場合、前記トラック毎に、前記データの前記トラック上
   での配列順に書き出しを行なうことを特徴とする請求項
   １記載のデータ書き出し制御方式。 ８、記録媒体である複数の磁気ディスクと、前記磁気デ
   ィスクの回転中心から径方向に同時に同方向に移動し、
   前記磁気ディスク上のデータを読み書きする複数のヘッ
   ドとで構成され、前記磁気ディスク上に、前記磁気ディ
   スクの回転中心から同心円状にデータを記録するトラッ
   クを複数設けたディスク装置と、処理装置に接続され、
   前記処理装置から前記ディスク装置への書き出しデータ
   を、ディスクキャッシュに書き込んだ段階で書き出し完
   了を前記処理装置に報告し、前記データを前記ディスク
   装置に書き出すライトアフタキャッシュ制御を行なうデ
   ィスク制御装置において、前記ディスクキャッシュ内に
   存在して前記ディスク装置に書き出していないデータを
   、前記ディスクキャッシュから前記ディスク装置の前記
   トラックに書き出す際、前記ヘッドが、前記データから
   次の前記データに位置付けられるまでの時間間隔を算出
   し、前記時間間隔が、前記ディスク制御装置と前記ディ
   スク装置の切り離しに要する時間と接続に要する時間を
   加えた時間より大きい場合、前記ディスク装置に回転位
   置検出を指示し、前記ディスク制御装置と前記ディスク
   装置の切り離しを行なうことを特徴とするデータ書き出
   し制御方式。 ９、記録媒体である複数の磁気ディスクと、前記磁気デ
   ィスクの回転中心から径方向に同時に同方向に移動し、
   前記磁気ディスク上のデータを読み書きする複数のヘッ
   ドからなり、前記磁気ディスクの回転中心から同心円状
   にデータを記録するトラックを複数設けたディスク装置
   と、ディスクキャッシュと、前記ディスクキャッシュを
   前記磁気ディスク装置に対応して制御するための情報を
   格納するディレクトリと、前記ディスクキャシュ及び前
   記ディレクトリに接続され、前記ディレクトリに格納し
   た前記ディスク装置に対応する前記ディスクキャッシュ
   を制御するための情報を参照し、処理装置から前記ディ
   スク装置への書き出しデータを、ディスクキャッシュに
   書き込んだ段階で書き出し完了を前記処理装置に報告し
   て、前記データを前記ディスク装置に書き出す制御プロ
   セッサとからなり、前記制御プロセッサは、前記ディス
   クキャッシュに格納した前記トラックの内容のうち、最
   も長い時間入出力対象となっていない前記内容に対応す
   るトラックを選択する手段と、該トラックに前記ヘッド
   を位置付けたとき、前記ヘッドが同時に位置付けられる
   複数の前記トラックに関する前記データの書き出し順序
   を決定する手段と、前記書き出し順序に従い、前記デー
   タを前記ディスクキャッシュから前記ディスク装置に書
   き出す手段とを有することを特徴とする計算機システム
   。