JPH03176726A - 更新データ書込み制御方式およびディスク装置 - 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、ディスク装置のデータ書込み制御方式に係り
、特に、ライトアフタ型ディスクキャッシュ制御装置に
おいて、複数トラック分の更新データをまとめてディス
ク装置に書き込む際の更新データ書き込み制御方式に関
する。

［従来の技術］ 従来のディスクキャッシュ制御装置では、中央処理装置
（以下ＣＰＵと呻す）からのアクセス頻度が高いと予想
されるデータをあらかじめ、例えば１−ラック単位にキ
ャッシュメモリ内に格納しておき、ＣＰＵからリード要
求があった時、要求されたレコードを含むトラックがキ
ャッシュ上にあれば（ヒツトと呼ぶ）ディスク装置（以
下、単にディスクと略す）にアクセスすることなく、キ
ャッシュ上から目的データをＣＰＵに転送する。従って
、リード要求がヒツトすればアクセス速度は速いが、ラ
イト要求に対してはデータの保全性等を考慮し、ディス
クとキャッシュの双方にデータを害き込んでいるためア
クセス速度は速くならない。

このため近年、ライト要求に対するアクセス速度向上を
目的としていわゆるライトアフタ型キャッシュが提案さ
れている。ライトアフタ型キャッシュでは、ＣＰＵから
ライト要求があった時、ヒツトしていれば、ディスクを
アクセスせずライトデータをキャッシュメモリに書き込
み、ＣＰｔ１こライト完了を報告し、その後適切なタイ
ミングを見計らってキャッシュからディスクにライトす
る（デステージングと呼ぶ）ことにより、アクセス速度
の向上を図っている。

このライトアフタ型ディスクキャッシュ制御装置として
関連するものには、例えば、特公昭５９−７９８６号、
及び特開昭５８−１０５３６５号に記載のものがある。

ところで、ライトアフタ型に限らずディスクキャッシュ
制御装置が持つキャッシュメモリの記憶容量は制御装置
配下のディスクの全体容量から見れば一般的にはかなり
小さい。このためディスクキャッシュ制御装置では、Ｃ
ＰＵからアクセス要求があった時、目的レコードがキャ
ッシュメモリ上に存在しない、いわゆるミスという状態
が必然的に発生する。ミスになるとディスクへの直接ア
クセスが発生するため機械的動作を伴い、その間、ＣＰ
Ｕ側は待ち状態になるため性能を落とす要因になる。

さらにこの時ＣＰＵからアクセス要求のあったディスク
が、前記デステージ処理のようにＣＰＵの制御から離れ
、制御装置独自の制御のもとに実行するいわゆるオフラ
イン処理のため使用中であれば、さらにＣＰＵ側の待ち
時間は増大しシステムの性能を劣化させる。

従って、ライトアフタ型ディスクキャッシュ制御装置で
は、デステージ処理におけるディスクの専有時間を必要
最小限におさえることが性能向上に有効である。

［発明が解決しようとする課題］ 前記従来技術におけるデステージ処理のディスク専有時
−間Ｔは、基本的には下記５項目の合計である。

ｔ’ｓに：シーク時間 ｔｓｓ；回転待ち時間 ｊ　＊Ｃ；シーク、回転待ち完了後のディスクキャッシ
ュ制御装置とディスク装置間の 再接続待ち時間 ｔ５１Ｉ；更新対象レコードのサーチ時間ｊＷｌ；更新
レコードのディスクへの書き込み時間 この中でｔｉｃは最も変動要因の大きい項目である。デ
ステージ処理に限らず、ディスクに対しリード／ライト
処理を行なう際には、目的レコードへの位置付けのため
一般的にはシークとセットセクタ指示が行なわれる。目
的トラックへのシーク動作が完了し、かつ目的セクタへ
の回転待ちが完了するとディスクからの割込み信号が報
告されるが、この割込み信号は、パルス状の信号であり
、ディスク１回転当り１回しか発生しない。このため、
割込み信号が報告された時、制御装置側が他の処理を実
行中で当該割込み信号を検出できないと、次に目的セク
タがリード／ライトヘッドの下を通過するまで１回転待
たねばならない。しかし次の回転でも制御装置が他の処
理を実行していれば、前記割込み信号は検出できない。

結局ｔｉｃは、■リード／ライトヘッドが目的セクタを
通過する（セクタレディ）、■制御装置側が位置付は完
了の割込み信号を検出できる状態にある、この２つの条
件が同時に成立するまでの待ち時間となる。

１回目のセクタレディを検出できない時の待ち時間はデ
ィスク１回転に要する時間（−殻内には１０数Ｉｎ５）
のｎ倍＋αとなる。αはシーク動作完了時点からセクタ
レディになるまでの時間である。

従ってｎの値が大きい程、デステージ処理におけるディ
スクの専有時間は長くなる。

本発明の目的は、この再接続待ち時間および回転待ち時
間を短縮しうるディスク装置の更新データ書込み制御方
式およびこの方式に適したディスク装置を提供すること
にある。

本発明の他の目的は、再接続待ち時間および回転待ち時
間を削減することにより、デステージ処理におけるディ
スクの専有時間を短縮するとともに効率的なオフライン
処理を実現し、ディスクキャッシュ制御装置の性能向上
を図ることにある。

［課題を解決するための手段］ 上記目的を達成するために、本発明の第１の更新データ
書込み方式は、ディスク装置に複数トラック分の更新デ
ータをまとめて書き込む更新データ書込み制御方式であ
って、各更新レコード間の距離が予め定めた限度以下の
トラックを選択し、該トラックに対してヘットの位置付
けを行う際には、目的セクタの回転待合せ機能を用いな
し）シーク動作を指示し、ヘッドの位置付は完了後は、
当該時点でヘッドに最も近い更新対象レコードから更新
データを書き込むようにしたものである。

また、本発明の第１のディスク装置は、回転待ちセクタ
位置を指定してディスクをアクセスするディスク装置で
あって、ディスク装置当り、複数個の回転待ちセクタ位
置を設定する手段と、該手段により設定された複数個の
セクタ位置のいずれかにヘッドが位置づいたときディス
ク制御装置に対して位置付は完了信号を出力するととも
に、該位置づいたセクタ値を現在セクタとして前記ディ
スク制御装置に報告する手段とを備えたものである。

本発明の第２の更新データ書込み制御方式は、第１のデ
ィスク装置に対して更新データを書き込む更新データ書
込み制御方式であって、特定のトラック中の各更新レコ
ードのセクタ値を算出し、ヘッド位置付は指示に際して
は、当該トラックのシリンダアドレス、トラックアドレ
スおよび前記算出された複数のセクタ値を指定して、最
も早く位置づいたセクタに最も近い更新レコードから更
新データの書込みを開始するようにしたものである。

本発明の第２のディスク装置は、セクタ位置を指定して
ディスクをアクセスするディスク装置であって、ディス
ク装置当り、複数個の回転待ちセクタ位置を設定する手
段と、設定されたシリンダにヘッドが位置づいたときデ
ィスク制御装置に対して位置付は完了信号を出力する手
段と、前記複数個の回転待ちセクタ位置のいずれかにヘ
ッドが位置づいたとき、該位置づいたセクタ値を現在セ
クタとして前記ディスク制御装置に報告する手段とを備
えたものである。

本発明の第３の更新データ書込み制御方式は、第２のデ
ィスク装置に対して複数トラックの更新データをまとめ
て書き込む更新データ書込み制御方式であって、各トラ
ックの各更新レコードのセクタ値を算出し、ヘッド位置
付は指示に際しては、各更新対象トラックが属するシリ
ンダアドレスと。

前記算出された複数個のセクタ値とを設定し、位置付は
完了の割込み信号受領後、ディスク装置から報告された
現在のセクタ値に対応する更新レコードを含むトラック
を書込み開始トラックとじて選択するようにしたもので
ある。

さらに１本発明の第４の更新データ書込み制御方式は、
書込み対象ディスク装置の種類および書込み対象トラッ
ク中の更新レコードの位置の分布状態を判断し、回転待
ち時間が最小となるように、前記第１、第２または第３
の更新データ書込み制御方式のうち最適な方式を選択す
るようにしたものである。

なお、本発明は、特に、中央処理装置とディスク装置の
間に配置され、中央処理装置からの書込みデータおよび
ディスク装置からの読取りデータを保持するキャッシュ
メモリを有し、中央処理装置からのデータ書込み時には
、キャッシュメモリ上のデータを更新するだけで中央処
理装置に終了報告をし、その後、適切な時期に前記更新
データを書き込む形態を取るディスクキャッシュ制御装
置に適用して好適である。

［作　用］ 以下、本発明の代表的な作用を説明する。

まず、目的セクタの回転待合せ機能（セットセクタ）を
用いないシーク動作を利用する更新データ潟込み制御方
式（第１の方式）では、ＣＰＵがら任意のディスク装置
を対象としてライト要求があった時、ライト対象トラッ
ク及びレコードがキャッシュ上にあれば、ライ１−デー
タをキャッシュ上に格納するとともに、デステージすべ
きデータ（ベンディングデータ）を保持しているトラッ
クを示すため、ディスク番号、シリンダアドレス、トラ
ックアドレスをディレクトリメモリ上に格納する。さら
に、該トラック内での更新レコードの位置を示すためト
ラック先頭からの距離をディレクトリメモリ上に格納す
る。その後ＣＰＵに対してライト要求に対する終了報告
を行なう。

その後、適切なタイミングで同一ディスク、同一シリン
ダ内の複数更新トラックをデステージする際、各更新ト
ランク毎に、ライト要求受領時に記憶した各更新レコー
ド間の距離ｍｉを算出し。

各トラック中最大のｍｉのうち最小のｍｌをｍとする。

各トラック中の最大のｍｉのうち最小のｍｉを選ぶのは
、サーチ時間が最大となる最悪のケースの中でも、最善
のケースを選択することを意味する。すなわち、そのト
ラックを選べば、最悪の場合でも最もサーチ時間が少な
くてすむことになる。このようにして選定されたｍと、
あらかしめ決められた閾値α、を比較し１ｍ≦α、なら
ｍという距離を持つ更新レコードの属するトラックに対
しセットセクタなしのシークを実行する。

この方式によれば、セットセクタをかけていないため、
指定シリンダ、トラックアドレスに位置付いた後、即位
買付は完了の割込み信号が報告される。セットセクタを
かけた場合、この割込み信号はディスク１回転当り１回
だけ報告されるパルス信号になり、このパルス信号が上
がった時、制御装置が当該信号を認識できる状態（以下
、スキャン状態という）にないといわゆるセクタレディ
のからぶり状態となり、次にパルス信号が上がるタイミ
ング、および制御装置がスキャン状態にいるタイミング
の双方が同時に成立するまで待ちが発生する。

ところが本発明はセットセクタをかけていないため、位
置付は完了の割込み信号はレベルで上がる（受は付けら
れるまで上り放しになる）ため、セットセクタをかけた
時には必須となる割込み信号とスキャン状態のアンド条
件が不要となり、待ち時間を大巾に短縮できる。この場
合の待ちは、位置付は完了になってから制御装置がスキ
ャン状態に入るまでの時間となる。

位置付は完了後、ライト実行前の位置付は確認のためサ
ーチ動作に入るが、ここで目的更新レコードが現われる
までのサーチ時間ｔｓｌｌの長さを配慮せず、むやみに
セットセクタなしのシークだけを実行すると、サーチ時
間１ｓ□が無駄に長くなり効率が悪い。しかし本発明で
は、サーチ時間ｔｓＨに相当するｍの値が閾値α、（サ
ーチ時間が許容内と認定した値）以下の時に前記方式を
適用しているため効率が悪くなることはない。なお、位
置付は完了後は、当該時点でヘッドに最も近ν）（最初
にヘット下に達する）更新対象レコードから更新データ
の書き込みを開始する。

更新データ書込み対象ディスクが複数個の回転待ちセク
タ位置を設定しうるディスクである場合の更新データ書
込み制御方式（第２の方式）では、更新対象トラックに
属する各更新レコードのトラック先頭からの距離をセク
タ値に変換し、当該トラックに対しシークをかけるとと
もに、複数個の期待セクタ値を設定する。この場合シー
ク動作完了後のセクタレディのパルス信号は、ディスク
１回転当りｎ回発生する。このためセクタレディのから
ぶりが発生する確率が減り、再接続待ち時間を大巾に削
減できる。位置付は完了信号受領後、制御装置は、設定
した複数個の期待値セクタのうちどのセクタに位置付い
たかをディスク装置から取り込み、該セクタに最も近い
更新レコードからディスクにライトする。

この第２の方式は、第１の方式と組合せて用し）ること
かでき、その場合、ＣＰＵからのライ１へ要求受領から
、更新データ書込み時の各更新レコード間の距離ｍ算出
までは第１の方式と同様のことを行なった後、ｍと予め
定めた閾値α２の比較を行なう。ｍ≦α２なら、たとえ
セットセクタを力１けなくとも無駄なサーチは発生しな
いと判断し。

第１の方式をとる。ｍ〉α２なら、更新対象トランクに
ついて第２の方式を適用する。

ヘッド位置付は時に、トラックアドレスを指定すること
なく、シリンダアドレスおよび複数個のセクタアドレス
を指定する書込みデータ制御方式（第３の方式）では、
まず各トラックの各更新レコード毎、トラック先頭から
の距離をもとにセクタ値を算出し、各セクタ値がどのト
ラックに属するかをディレクトリメモリ上のテーブルに
記憶する。次に、該複数トラックが属するシリンダアド
レス設定のみでシークを指示するとともに、前記算出複
数セクタを期待セクタとして設定する。指定シリンダア
ドレスにヘッドが位置付いた後、設定した複数個の期待
セクタのいずれかに位置付けば、位置付は完了が報告さ
れる。その後、制御装置は、どのセクタに位置付いたか
をディスクから取り込み、該セクタが属するトラックを
前記テーブルを使って認識し、書込み開始トラックとし
て選択する。

この第３の方式によれば、任意のトラック−本に着目す
ると、更新レコード数が少なく、１回転当りのセクタレ
ディのパルス信号数ｎを増やせない場合でも、更新対象
トラック全てを集めるとｎの数を増大させることができ
るため、再接続待ち時間を大巾に削減することができる
。

この方式も第１の方式と組合せて使用することができ、
ＣＰＵからのライト要求受領から、デステージ時の各更
新レコード間の距離ｍ算出までは第１の方式に関する説
明と同様のことを行なった後、書込み対象ディスクが第
３の方式が適用できるディスクである時、ｍと予め定め
た閾値α、の比較を行なう。ｍ≦α、なら、たとえセッ
トセクタをかけなくとも無駄なサーチは発生しないと判
断し、第１の方式をとる。ｍ〉α、なら、第３の方式を
適用する。

書込み対象ディスク装置の種類および書込み対象トラッ
ク中の更新レコードの位置の分布状態を判断する制御方
式（第４の方式）では、書込み対象となるディスク装置
がどういう機構を持ってし）るかを認識するためディス
クタイプのＩＤを取り込む。ディスクタイプが複数の期
待セクタ値を設定できないディスク装置である時、ｍと
α１を比較し１ｍ≦α、なら第１の方式を採用し、ｍ〉
α１なら対象更新トラック中の任意の更新レコードのセ
クタ値を算出し、セットセクタ付きのシークを指示する
。ディスクタイプが複数個の期待セクタ値を設定できる
ディスクの場合、ｍとα２を比較し１ｍ≦α２なら第１
の制御方式を採用し、ｍ＞α２なら第２の方式を採用す
る。ディスクタイプが複数個の期待セクタ値を設定でき
、かつトラックアドレスを指定しないディスク装置の場
合、ｍとα、を比較し、ｍ≦α、なら第１の方式を採用
し、ｍ〉α３なら第３の方式を採用する。

第４の方式では、以上の判断を行なうことにより、デス
テージ時、対象ディスクのタイプ毎に。

再接続待ち時間、及びサーチ時間が最小となる位置付は
方法を選択し、好適にはディスクキャッシュ制御装置の
性能向上を図ることができる。

［実施例］ 以下、本発明をディスクキャッシュ制御装置に適用した
場合の一実施例を図面を用いて詳細に説明する。

第１図はディスクキャッシュ制御装置１１を含む計算機
処理システムである。１０は中央処理装置（ＣＰＵ）、
１０．１はチャネル、１４は磁気ディスク能動装Ｗ（以
下、単にディスクという）、１２は磁気ディスク接続装
置である。ディスクキャッシュ制御装置１１はＣＰＵｌ
０からの指令に基づき磁気ディスク接続装置１２を通し
てディスク１４を制御する。なお、ディスクキャッシュ
制御装置１１は必要に応じてディスク１４に記憶されて
いるデータをトラック単位でキャッシュメモリにステー
ジングしたり、キャッシュメモリに格納されている更新
データをデステージしたりする。

デステージに際しては、選択した更新トラックが属する
シリンダ内の他の更新トラックも、極カー緒にデステー
ジする。

第２図にディスクキャッシュ制御装置ｆｆ１ｌの内部構
成を示す。２０はマイクロプロセッサユニット（ＭＰＵ
）でランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）２１に格納され
ているマイクロプログラムを逐次デコードしつつ実行し
、ディスクキャツシュ制御装置１１全体を制御する。２
２はチャネル１０１とのデータ転送を制御するための対
チャネル転送制御回路、２４はディスクとのデータ転送
を制御するための対ディスク転送制御回路、２３はチャ
ネルとディスク間の同期をとりつつデータ転送を制御す
るデータ転送制御回路である。また、６０はＣＰＵから
のアクセス頻度の高いトラック単位のデータを格納して
おくためのキャッシュメモリ。

２５はキャッシュメモリに＃ｒ納されているデータを管
理する情報を納めるディレクトリメモリである。キャッ
シュメモリ６０は、スロットと呼ぶ単位に分割され、１
つのスロットに１トラック分のデータを格納する。４０
はサーチテーブルであり、このテーブルを検索すればキ
ャッシュメモリに格納されているデータがどのディスク
装置のどのシリンダ、トラックアドレスに属するもので
あるかを知ることができる。３０はスロットコントロー
ルブロック（ＳＣＢ）であり、キャッシュメモリ６０上
のスロットと１対１で対応し該当スロット内のデータを
管理するための情報を格納する。

第３図にディスクキャッシュ制御装置１１が制御するデ
ィスク１４のトラックフォーマットを示す。ディスク１
４は例えば以下の仕様を持つディスクとする。

■　１０２４シリンダ／デイスク ■　１６トラツク／シリンダ ■３２７６８バイト／トラック ■６４セクタ／トラック ■５１２セグメント／トラック ■　６４バイト／セグメント ■８セグメント／セクタ ルーコードはカウント部７１とデータ部７２で構成され
、各フィールドはセグメントバウンダリで始まって終わ
るものとする。従って、データ部は６４バイトのｎ倍（
ｎ≧１）の長さを持つ。各フィールド間のギャップはト
ラックエンドを除いて−律２５６バイトとする６ カウント部は第３図（ｂ）に示すようなデータ構造を持
つ。７１１はレコード位置であり、トラック先頭のイン
デックスから当該レコードのカウント部先頭までの距離
をバイト単位で示す。７１２゜７１３は当該レコードが
属するシリンダ、トラックアドレス、７１４はレコード
番号、７１５はデータ部の長さ、７１６はカウント部を
６４バイトバウンダリに調節するためのパディングであ
る。

第４図（ａ）に、ディレクトリメモリ２５内のデータ構
造とキャッシュメモリ６ｏ上のスロットとの関連を示す
。本実施例では、最大２０４８本の１−ラックを格納で
きるキャッシュメモリとする。

サーチテーブル４０も同じ＜２０４８個のエントリを持
つ。サーチテーブル４０の１つのエントリ４１は当該エ
ントリが管理している５ＣＢ３０およびキャッシュスロ
ット６１が属するディスクのディスク番号４２．シリン
ダアドレス４３、トラックアドレス４４を要素として持
ち、さらにキャッシュスロット６１が、ディスクにまだ
ライトしていない更新レコードを１個でも持つ時オンに
なるフラグ４５、そしてＳＣＢへのポインタ４６を持つ
、５ＣＢ３０は内部に３１．３４．．３２゜３３の４つ
のテーブルを持つ。３１はキャッシュスロット６１への
ポインタである。３４はキャッシュスロット６１内各レ
コードのディスクトラック上での位置を示すためのレコ
ードビットマツプで、キャッシュスロット６１に１トラ
ック分のデータをステージングした時セットする。又、
３２はキャッシュスロット６１内の任意のレコードに対
しＣＰＵからのライトデータを格納した際、該更新レコ
ードのディスク上での位置を示すための更新レコードビ
ットマツプである。さらに、３３は該当更新レコードが
キャッシュスロット６１内のどこに存在するかを示すポ
インタが格納される更新レコードポインタテーブルであ
る。

レコードビットマツプ３４及び更新レコードビットマツ
プ３２のデータ構造を第４図（ｂ）に示す。

両レコードビットマツプ３４及び３２は要素がピッ１〜
の配列であり、１ビツト５１２バイＩ・すなわちｌセク
タの長さに相当する。ディスク１４は１トラツク３２７
６８バイト（セクタ数）で６４の長さを持つため、６４
個の要素数を持つ。ステージング時、又は更新レコード
発生時、該レコードのカウント部のインデックスからの
距離７１１を”５１２”で除算した商を切り上げた数に
相当するビットＢｉをオンする。１つのレコードの長さ
は（ギヤツブ長子カウント部長＋ギャップ長＋データ部
長）で必ず５１２バイト以上のため、ある任意のビット
に複数レコードが対応することはない。第４図（Ｃ）に
レコードポインタテーブル３３のデータ構造を示す。レ
コードポインタテーブル３３の要素数はレコードビット
マツプ３２及び３４と同じく６４である。レコードビッ
トマツプ３４上で先頭からｉ番目のピントがオン（ディ
スクトラック上、１Ｘ５１２バイトすなわちｉセクタ番
目の範囲に該レコードのカウント部が存在するという意
味）の時、レコードポインタ上の対応するエンｌ−リＰ
ｉの内容が、キャッシュスロット上で当該レコードが格
納されている位置を示す。

以上で説明したディスクキャッシュ制御装置１１に対し
て、ＣＰＵｌ０からライト要求がきた時の処理につき以
下記述する。

ライト要求は、例えば以下のＣＣＷチエインで指定され
る。

５ＥＥＫ／ＳＥＴ　　５ＥＣＴＯＲ／ ５ＥＡＲＣＨＩＤ　ＥＱＵＡＬ／ＴＩＣ／ＷＲＩＴＥ　
　ＤＡＴＡ ＳＥＥＫコマンドではライトを実行す八きトラックのシ
リンダアドレスとトラックアドレスが。

ＳＥＴ　　５ＥＣＴＯＲコマンドではセクタ値が、Ｓ　
Ｅ　Ａ　ＲＣ−へＨＩＤ　　ＥＱＵＡＬコマンドではラ
イトを実行すべきレコードのレコード番号が。

ＷＲＩＴＥ　　ＤＡＴＡコマンドでは実際に書くへきデ
ータが転送される。ディスクキャッシュ制御装置１１は
５ＥＥＫコマンド受領後、指定アドレスのトラックがキ
ャッシュスロット上にあるか否かサーチテーブル４０を
検索する。スロットが存在すれば（ヒツト）、該当する
サーチテーブル４０のエントリ内のＳＣＢポインタ４１
から５ＣＢ３０のアドレスを知り、さらに当該５ＣＢ３
０内のキャッシュスロットポインタ３１からキャッシュ
メモリ６０Ｊ二でのスロット６１のアドレスを知る。次
にＳＥＴ　　５ＥＣＴＯＲコマンドで受領したセクタ値
ｉに対応するレコードポインタテーブル３３のエントリ
Ｐｉを読み出し、キャッシュスロット上での格納アドレ
スを知る。

５ＥＡＲＣＨＩＤ　　ＥＱＵＡＬコマンド受領後、この
格納アドレス以降でキャッシュスロット６上上をサーチ
し、サーチ条件に一致するレコードを捜す。サーチ条件
に一致したレコードが現われれば、当該レコードのデー
タ部に、ＷＲＩＴＥＤＡＴＡコマンドで転送されるデー
タを格納し、ＣＰＵに正常終了を報告する。この時、ラ
イト対象レコードのカウント部７１からそのレコード位
置７１１を読み出し、５↓２″で除算した商を切り」二
げた値（セクタ値に等しい）に対応する更新レコードビ
ットマツプ３２のビットをオンし、当該レコードが更新
レコードであることを表示する。

ある適当な時期に、任意のディスクの任意のシリンダ内
の更新トラックに対するデータ契機が到来した場合の処
理について以下説明する。

まず、該当ディスク番号、該当シリンダアドレス、及び
フラグオン（更新トラックであるを意味する）をサーチ
条件としてサーチテーブルを検索する。見つかった更新
トラックが例えば第５図に示すような更新レコード（斜
線で表示）を持つトラックａ、ｂ、ｃであったとする。

第５図ではトラックａ、ｂ、Ｃともトラック内のレコー
ド数は“５”、各レコード長は全て等しく、データ部７
２の長さは“５８８８”とした。なお、各々のトラック
毎に更新レコードビットマツプ３２の内容をトラックフ
ォーマットに対比させて示した。

次にトラックａ、ｂ、ｃ各々に対し更新レコード間の距
離ｍｉを算出し、その中から各トラック中で最大のｍｉ
を導き出す。更新レコード間の距離は、各トラックの更
新レコードビットマツプ上でオンになっているビットと
ビットの間隔を調べることにより容易に計算できる。各
トラックの最大のｍｉは、トラックａは”　２６　’″
、、トラツクｂＩ　５１　ＩＴ、トラックＣはｔＬ　５
２　ＩＩである。この中で最小のものはトラックａのＩ
Ｉ　２６１１である。

次にあらかじめ定めた閾値α、との比較を行なう。

α、としてディスク１７２回転分に相当する３２セクタ
が設定されていたとすると、ｔｔ　２６　ｎは当然α□
以下という条件を満足するため、デステージ開始トラッ
クとしてはトラックａを選択し、セントセクタなしのシ
ーク動作をディスク１４に対し指示する。シーク動作が
完了した時点で位置付は完了の信号が報告される。この
時点でディスクキャッシュ制御装置１１がスキャン状態
にいなくとも、当該完了信号はレベルで上がるため、デ
ィスクキャッシュ制御装置１１がスキャン状態に入れば
位置付は完了の信号を直ちに認識できるため。

ディスクキャッシュ制御装置１１とディスク１４の再接
続待ち時間を短縮できる。上記信号認識後、ディスクキ
ャッシュ制御装置１１はサーチ動作に入るが１本発明で
はトラックａを選択しているためサーチは最大でもレコ
ード１とレコード３間。

又はレコード３とレコード５間の距離分の時間しかかか
らない。最寄りのレコードがレコード３の場合、レコー
ド３．レコード５．レコード１の順でデステージする。

仮りにサーチ時間を考慮せず、例えばトラックｂを選択
してセットセクタなしのシークをかけた場合、最大レコ
ード１からレコード５の間、はぼ１回転に近い無駄なサ
ーチを実行することになるが、本発明ではこのような無
駄なサーチを事前に検出し回避することができる。なお
、α１の値をより小さく設定すれば、さらに効率のよい
サーチを実現できる。

次に、本発明の第２の実施例を説明する。

通常、ディスクは、指定されたシリンダアドレス、トラ
ックアドレスおよびセクタアドレスを格納するレジスタ
を有するが１本実施例では、このセクタ値を格納するレ
ジスタを複数個設ける。また、複数個の期待セクタ値と
現在ヘッドが通過しているセクタ値とを比較する機構を
設けるとともに、いずれかのセクタにヘッドが通過した
ときセクタレディを割込み信号として制御装置へ出力し
、そのセクタ値を報告する機構を設ける。

このようなディスクに対して、デステージングの際には
、更新対象トラックに属する各更新レコードのトラック
先頭からの距離をセクタ値に変換し、当該トラックに対
しシークをかけるとともに、複数個の期待セクタ値を設
定する。この場合シーク動作完了後のセクタレディのパ
ルス信号は、ディスク１回転当りｎ回発生する。このた
めセクタレディのからぶりが発生する確率が減り、再接
続待ち時間を大巾に削減できる。位置付は完了信号受領
後、制御装置は、設定した複数個の期待値セクタのうち
どのセクタに位置付いたかをディスク装置から取り込み
、該セクタに最も近い更新レコードからディスクにライ
トする。

第１の実施例方式と組合せる場合には、ＣＰＵからのラ
イト要求受領から、更新データ書込み時の各更新レコー
ド間の距１ｍを算出した後、ｍと予め定めた閾値α２の
比較を行なう。ｍ≦α２なら。

たとえセットセクタをかけなくとも無駄なサーチは発生
しないと判断し、第１の実施例方式をとる。

ｍ〉α２なら、更新レコード間の距離ｍを持つ更新対象
トラックについて第２の実施例方式を適用する。

次に、第３の実施例を説明する。

この実施例では、第２の実施例と同様、複数個の期待セ
クタ値を設定できるディスクを使用するが、第２の実施
例と異なり、このディスクは指定シリンダに位置づいた
のみでシーク動作完了を報告できるようにする。一方、
制御装置側には、設定した複数個の各期待セクタ値がど
の更新対象トラックに属するかを示すテーブルをディレ
クトリメモリ上に設ける。

ヘッド位置付は時には、各トラックの各更新レコード毎
、トラック先頭からの距離をもとにセクタ値を算出し、
各セクタ値がどのトラックに属するかをディレクトリメ
モリ上のテーブルに記憶する。次に、該複数トラックが
属するシリンダアドレス設定のみでシークを指示すると
ともに、前記算出複数セクタを期待セクタとして設定す
る。指定シリンダアドレスにヘッドが位置付いた後、設
定した複数個の期待セクタのいずれかに位置付けば、位
置付は完了が報告される。その後、制御装置は、どのセ
クタに位置付いたかをディスクから取り込み、該セクタ
が属するトラックを前記テーブルを使って認識し、書込
み開始トラックとして選択する。

この方式によれば、任意のトラック−本に着目すると、
更新レコード数が少なく、１回転当りのセクタレディの
パルス信号数ｎを増やせない場合でも、更新対象トラッ
ク全てを集めるとｎの数を増大させることができるため
、再接続待ち時間を大「１】に削減することができる。

この方式も第１の実施例方式と組合せて使用することが
でき、ＣＰＵからのライト要求受領から、デステージ時
の各更新レコード間の距離ｍ算出までは第↓の実施例方
式に関する説明と同様のことを行なった後、ｍと予め定
めた閾値α、の比較を行なう。ｍ≦０．なら、たとえセ
ットセクタをかけなくとも無、駄なサーチは発生しない
と判断し、第１の実施例方式をとり、ｍ〉α□なら１本
実施例方式を適用する。

次に、第４の実施例を説明する。

本実施例は、先の第１ないし第３の実施例を組合せたも
のであり、書込み対象ディスク装置の種類および書込み
対象トラック中の更新レコードの位置の分布状態を判断
する。

この実施例では、書込み対象となるディスク装置がどう
いう機構を持っているかを認識するためディスクタイプ
のＩＤをディスク自身が有し、制御装置からの要求によ
りこのＩＤを報告する。

デステージ時に、制御装置はこのＩＤを取り込み、ディ
スクタイプを判定する。ディスクが複数の期待セクタ値
を設定できないタイプのものである時、ｍとα１を比較
し１ｍ≦α１なら第１の実施例方式を採用し、ｍ〉α１
なら対象更新トラック中の任意の更新レコードのセクタ
値を算出し、セットセクタ付きのシークを指示する。デ
ィスクタイプが複数個の期待セクタ値を設定できるディ
スクの場合、ｍとα２を比較し、ｍ≦α２なら第１の実
施例方式を採用し、ｍ〉α２なら第２の実施例方式を採
用する。ディスクタイプが複数個の期待セクタ値を設定
でき、かつトラックアドレスを指定しないディスク装置
の場合、ｍとα、を比較し。

ｍ≦α３なら第１の実施例方式を採用し、ｍ〉α。

なら第３の実施例方式を採用する。

この第４の実施例では、以上の判断を行なうことにより
、デステージ時、対象ディスクのタイプ毎に、再接続待
ち時間、及びサーチ時間が最小となる位置付は方法を選
択し、ディスクキャッシュ制御装置の性能向上を図るこ
とができる。

以上、ライ１〜アフタ型のディスクキャッシュ制御につ
いて説明したが、本発明はこれに限定されるものではな
く、ディスク上の分散した記録領域に複数のデータをま
とめて書き込む一般的な場合にも適用することは可能で
ある。したがって、キャッシュ制御自体が必ずしも本発
明には必須の前提ではない。

［発明の効果］ 本発明は、以上説明したように構成されているので以下
に記載するような効果がある。

対象更新トラックに位置付ける際、シークのみでセット
セクタをかけないことにより、位置付は完了信号がレベ
ルで上がるためディスクキャッシュ制御装置とディスク
装置の再接続待ち時間を短縮できる。さらに対象トラッ
クの選択に際しては、更新レコード間の距離がある限度
以下であるトラックのみ選択しているため更新レコード
に対する無駄なサーチ時間が発生しない。

対象更新トラックに位置付ける際、ｎ個（ｎ≧１）の期
待セクタを設定できるようにすることにより、位置付は
完了信号がディスク１回転当りｎ回発生するため、ディ
スクキャッシュ制御装置とディスク装置の再接続待ち時
間を短縮できる。

さらに、トラックはセクタ位置付は後に選択するように
することにより、ある任意の一本のトラックをデステー
ジ対象として選択した時には位置付は完了信号をディス
ク１回転当りｎ回しか発生できなかったものが、Ｑ本の
トラックを重ね合わせることにより、Ｐ回（Ｐ≧ｎ）の
位置付は信号を発生できるようになる。これによりディ
スクキャッシュ制御装置とディスク装置の再接続待ち時
間を短縮できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を実現する上で必要な計算機システムの
ブロック図、第２図は本発明を適用したディスクキャッ
シュ制御装置の内部構成を示すブロック図、第３図は制
御する磁気ディスク装置のトランクフォーマットの説明
図、第４図はキャッシュメモリとディレクトリメモリの
内部データ構造の説明図、第５図はデステージ対象トラ
ックのトランクフォーマットの説明図である。 １０・・中央処理装置（ＣＰＵ）、１１・・・ディスク
キャッシュ制御装置、１４・・・磁気ディスク駆動装置
、３２・・・更新レコードビットマツプ、３３・・・レ
コードポインタテーブル、３４・・・レコードビットマ
ツプ・

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、ディスク装置に複数トラック分の更新データをまと
   めて書き込む更新データ書込み制御方式であって、 各更新レコード間の距離が予め定めた限度以下のトラッ
   クを選択し、該トラックに対してヘッドの位置付けを行
   う際には、目的セクタの回転待合せ機能を用いないシー
   ク動作を指示し、ヘッドの位置付け完了後は、当該時点
   でヘッドに最も近い更新対象レコードから更新データを
   書き込むことを特徴とする更新データ書込み制御方式。 ２、回転待ちセクタ位置を指定してディスクをアクセス
   するディスク装置であって、 ディスク装置当り、複数個の回転待ちセクタ位置を設定
   する手段と、 該手段により設定された複数個のセクタ位置のいずれか
   にヘッドが位置づいたときディスク制御装置に対して位
   置付け完了信号を出力するとともに、該位置づいたセク
   タ値を現在セクタとして前記ディスク制御装置に報告す
   る手段とを備えたことを特徴とするディスク装置。 ３、請求項２記載のディスク装置に対して更新データを
   書き込む更新データ書込み制御方式であって、 特定のトラック中の各更新レコードのセクタ値を算出し
   、ヘッド位置付け指示に際しては、当該トラックのシリ
   ンダアドレス、トラックアドレスおよび前記算出された
   複数のセクタ値を指定して、最も早く位置づいたセクタ
   に最も近い更新レコードから更新データの書込みを開始
   することを特徴とする更新データ書込み制御方式。 ４、セクタ位置を指定してディスクをアクセスするディ
   スク装置であって、 ディスク装置当り、複数個の回転待ちセクタ位置を設定
   する手段と、 設定されたシリンダにヘッドが位置づいたときディスク
   制御装置に対して位置付け完了信号を出力する手段と、 前記複数個の回転待ちセクタ位置のいずれかにヘッドが
   位置づいたとき、該位置づいたセクタ値を現在セクタと
   して前記ディスク制御装置に報告する手段と を備えたことを特徴とするディスク装置。 ５、請求項４記載のディスク装置に対して複数トラック
   の更新データをまとめて書き込む更新データ書込み制御
   方式であって、 各トラックの各更新レコードのセクタ値を算出し、ヘッ
   ド位置付け指示に際しては、各更新対象トラックが属す
   るシリンダアドレスと、前記算出された複数個のセクタ
   値とを設定し、位置付け完了の割込み信号受領後、ディ
   スク装置から報告された現在のセクタ値に対応する更新
   レコードを含むトラックを書込み開始トラックとして選
   択することを特徴とする更新データ位置付け制御方式。 ６、書込み対象ディスク装置の種類および書込み対象ト
   ラック中の更新レコードの位置の分布状態を判断し、回
   転待ち時間が最小となるように、前記請求項１、３また
   は５記載の方式のうち最適な方式を選択することを特徴
   とする更新データ書込み制御方式。