JPH04366475A - ディスク制御装置 - 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】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ディスクユニットの実
シーク時間を短縮することのできるディスク制御装置に
関するものである。

【０００２】

【従来の技術】従来、同一の軸に複数の磁気ディスクを
搭載したディスクユニットを一つ以上有する磁気ディス
ク記憶装置においては、シリンダアドレス、ディスクア
ドレス及びセクタアドレスから成るディスクアドレスに
よって、複数の磁気ディスクの所定のセクタに磁気ヘッ
ドをシークして、リード及びライトを行うようになって
いる。

【０００３】そのため、上記磁気ディスク記憶装置はデ
ィスク制御装置を有しており、該ディスク制御装置によ
って配下に接続された一つ又は複数のディスクユニット
に対するアクセス制御を行うようにしている。図２は従
来のディスク制御装置の制御ブロック図である。図にお
いて、１はディスク制御装置、２はＣＰＵ・Ｉ／Ｆ、３
はダイレクトメモリアクセス制御装置（以下、「ＤＭＡ
Ｃ」と言う。）、４はディスクユニット制御部、８はＣ
ＰＵ、９は主記憶装置、１０はディスクユニットである
。

【０００４】図３はディスクユニットの構造図、図４は
磁気記憶媒体の詳細図である。図において、１３は磁気
記憶媒体、１４は一体となって移動する複数のアクセス
アーム、１５は各アクセスアーム１４の先端にそれぞれ
装備されたリード／ライトヘッドである。そして、上記
磁気記憶媒体１３はシリンダ、ヘッド及びセクタの単位
でアドレッシングされる。

【０００５】上記構成のディスク制御装置において、デ
ィスクアクセスを行う場合、ＣＰＵ８は、ディスクユニ
ット１０のアクセスアーム１４及びリード／ライトヘッ
ド１５を、その後のリード又はライトの対象となるディ
スクアドレスに移動させるため、ディスク制御装置１に
対してコマンドすなわちヘッド位置付け命令（以下、「
シーク命令」と言う。）を発行する。シーク命令には、
移動する先のディスクアドレス（シリンダアドレス、ヘ
ッドアドレス、セクタアドレス）が定義されている。

【０００６】上記ディスク制御装置１のＣＰＵ・Ｉ／Ｆ
２は、受け付けたシーク命令を解析し、ＣＰＵ８から指
示されたディスクアドレスをディスクユニット制御部４
へ送り、該ディスクユニット制御部４にシーク動作の制
御を依頼する。そして、ディスクユニット制御部４は、
ディスクユニット１０に対しシーク動作を指示する。例
えば、ディスクユニット１０内の指示されたディスクア
ドレスが図３及び図４に示すようなシリンダアドレスＣ
１、ヘッドアドレスＨ１、セクタアドレスＳ１である場
合、上記シリンダアドレスＣ１に対応するシリンダ番号
Ｃ−１を選択して上記アクセスアーム１４を移動し、上
記ヘッドアドレスＨ１に対応するリード／ライトヘッド
１５のヘッド番号Ｈ−１を選択してシーク動作を完了す
る。そして、ディスクユニット１０は、ディスクユニッ
ト制御部４及びＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２を介してＣＰＵ８にシ
ーク動作の終了を報告する。

【０００７】次に、ＣＰＵ８はリード／ライト動作を行
うためのコマンドすなわちリード／ライト命令をディス
ク制御装置１に発行する。上記リード／ライト命令には
データ転送の対象となる主記憶装置９内のメモリアドレ
ス、データ転送長が定義されている。上記ディスク制御
装置１のＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２は、受け付けたリード／ライ
ト命令を解析し、ＣＰＵ８から指示されたメモリアドレ
スデータ転送長をＤＭＡＣ３及びディスクユニット制御
部４へ送りリード／ライト動作の制御を依頼する。ディ
スクユニット制御部４は、ディスクユニット１０に対し
リード／ライト動作を指示する。ＤＭＡＣ３は、リード
時にはディスクユニット制御部４から主記憶装置９への
、ライト時には主記憶装置９からディスクユニット制御
部４へのデータ転送を制御する。

【０００８】そして、上記ディスクユニット１０は上記
シーク命令で指示されたディスクアドレス（シリンダア
ドレスＣ１、ヘッドアドレスＨ１、セクタアドレスＳ１
）に従い、該当セクタがリード／ライトヘッド１５の直
下にくるのを待つ（回転待ち状態）。該当セクタがリー
ド／ライトヘッド１５の直下にくると、読出し時には、
磁気記憶媒体１３に記憶されているデータを読み込み、
ディスクユニット制御部４及びＤＭＡＣ３を介して主記
憶装置９へデータ転送を行う。また、書込み時には、Ｄ
ＭＡＣ３及びディスクユニット制御部４を介して、主記
憶装置９から送られてきたデータを磁気記憶媒体１３に
書き込む。そして、指示された転送量に達すると、ディ
スクユニット１０はディスクユニット制御部４及びＣＰ
Ｕ・Ｉ／Ｆ２を介してＣＰＵ８にリード／ライト動作の
終了を報告する。

【０００９】上記シーケンスによってＣＰＵ８からのデ
ィスクアクセス要求は完了する。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上記構
成のディスク制御装置ディスクユニット１０のアクセス
アーム１４を移動させるには、平均でも十数ミリ秒が必
要となり、図４のシリンダアドレス０からシリンダアド
レスＭＡＸに移動する場合には、平均の約２倍弱の時間
が必要となる。

【００１１】例えば、あるディスクアクセス要求があっ
た後に、再びＣＰＵ８からディスクアクセス要求が発生
し、前のディスクアクセス要求の後、ディスクユニット
１０のアクセスアーム１４がシリンダ番号Ｃ−１を、リ
ード／ライトヘッド１５がヘッド番号Ｈ−１を選択して
いたとする。そして、次のディスクアドレス要求のシリ
ンダアドレスがＣ２、ヘッドアドレスがＨ２、セクタア
ドレスがＳ２である場合、ディスクユニット１０はシー
ク動作において、アクセスアーム１４をシリンダ番号Ｃ
−１からシリンダ番号Ｃ−２へ移動しなければならない
。この移動時間は、アクセスアーム１４の移動距離によ
って異なり、数ミリ秒から二十数ミリ秒を要する。

【００１２】一方、平均的なデータの転送時間は数ミリ
秒程度である。したがって、転送時間に比べアクセスア
ーム移動時間（以下、「実シーク時間」と言う。）がか
なり長いことになる。上記実シーク時間は、ディスクユ
ニット１０に対するアクセス時間に影響を与え、ＣＰＵ
８のシステム性能を低下させ、ディスクアクセス要求が
システム性能のネック（Ｉ／Ｏネック）になってしまう
。

【００１３】本発明は、上記従来のディスク制御装置の
問題点を解決して、実シーク時間をできる限り短縮し、
ＣＰＵからの要求に対して迅速な応答ができるようなデ
ィスク制御装置を提供することを目的とする。

【００１４】

【課題を解決するための手段】そのために、本発明のデ
ィスク制御装置においては、ディスクアドレスが定義さ
れたシーク命令をＣＰＵから受けると、ディスクユニッ
ト制御部がディスクユニットを制御して、磁気記憶媒体
の所定の位置にリード／ライトヘッドを移動させるよう
になっている。

【００１５】そして、アクセスしたシリンダアドレスを
、あらかじめ設定したｍ回分だけ過去にさかのぼって格
納するアクセスシリンダ登録テーブルが設けられ、新た
なディスクアクセスが行われるごとに上記アクセスシリ
ンダ登録テーブルのｍ回分のシリンダアドレスが順次更
新される。上記アクセスシリンダ登録テーブル内に格納
された過去ｍ回分のディスクアクセスについて、上記磁
気記憶媒体のシリンダアドレスごとのアクセス回数を格
納するためにアクセス回数テーブルが設けられ、アクセ
ス回数テーブルに格納されたアクセス回数に基づいて、
あらかじめ設定された条件によって次回アクセスするシ
リンダアドレスが決定される。

【００１６】そして、次回のシーク命令を受ける前に、
決定されたシリンダアドレスにリード／ライトヘッドを
移動させるようになっている。

【００１７】

【作用】本発明によれば、上記のように、ディスク制御
装置は、ＣＰＵ及びディスクユニットに接続され、ディ
スクアドレスが定義されたシーク命令をＣＰＵから受け
ると、ディスクユニット制御部がディスクユニットを制
御して、磁気記憶媒体の所定の位置にリード／ライトヘ
ッドを移動させるようになっている。

【００１８】そして、アクセスしたシリンダアドレスを
、あらかじめ設定したｍ回分だけ過去にさかのぼって格
納するアクセスシリンダ登録テーブルが設けられ、新た
なディスクアクセスが行われるごとに上記アクセスシリ
ンダ登録テーブルのシリンダアドレスが更新される。 上記アクセスシリンダ登録テーブル内に格納された過去
ｍ回分のディスクアクセスについて、上記磁気記憶媒体
のシリンダアドレスごとのアクセス回数を格納するアク
セス回数テーブルが設けられ、該アクセス回数テーブル
に格納されたアクセス回数に基づいて、あらかじめ設定
された条件によって次回アクセスするシリンダアドレス
が決定される。この場合、例えばアクセス回数の多いシ
リンダアドレスの中から所定の条件を満たすものが選択
される。

【００１９】そして、次回のシーク命令を受ける前に、
決定されたシリンダアドレスにリード／ライトヘッドを
移動させるようになっている。ディスク制御装置は、次
回のシーク命令を受けるとリード／ライトヘッドを移動
させるが、リード／ライトヘッドは、過去ｍ回のディス
クアクセスにおいてアクセス回数の多いシリンダアドレ
スにあらかじめ移動しているので、移動量が少なくなる
。

【００２０】

【実施例】以下、本発明の実施例について図面を参照し
ながら詳細に説明する。図１は本発明のディスク制御装
置のブロック図である。図において、１はディスク制御
装置、２はＣＰＵ・Ｉ／Ｆ、３はＤＭＡＣ、４はディス
クユニット制御部、５はアクセスシリンダ記憶部、６は
ヘッド位置付けシリンダ判定部、７は統計情報記憶部、
８はＣＰＵ、９は主記憶装置、１０はディスクユニット
である。

【００２１】上記ディスク制御装置１は、ＣＰＵ８との
間での命令のやりとりやディスクユニット１０の制御を
行うものであり、上記ＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２、ＤＭＡＣ３、
ディスクユニット制御部４、アクセスシリンダ記憶部５
、ヘッド位置付けシリンダ判定部６及び統計情報記憶部
７から成っている。そして、上記ＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２によ
ってＣＰＵ８からのディスクアクセス要求が解析され、
ディスクユニット制御部４などに起動がかけられ、ＤＭ
ＡＣ３によって主記憶装置９へのデータ転送などが行わ
れる。

【００２２】また、ディスクユニット制御部４は、ディ
スクユニット１０のアクセスアーム１４（図３参照）の
移動やディスクユニット１０へのデータのリード／ライ
トを制御する。そして、アクセスシリンダ記憶部５が、
ある時点から現在までにディスクアクセス要求のあった
シリンダアドレスのデータを格納しており、ヘッド位置
付けシリンダ判定部６は、アクセスシリンダ記憶部５の
情報に基づいて、次回のディスクアクセス要求において
指示される確率の最も高いシリンダアドレスを求める。 上記統計情報記憶部７は、上記ヘッド位置付けシリンダ
判定部６によって予測したシリンダアドレスと、実際に
ＣＰＵ８からディスクアクセス要求があったシリンダア
ドレスが一致（ヒット）していたか否かを判定し、その
統計を蓄積する。

【００２３】上記構成のディスク制御装置において、Ｃ
ＰＵ８からのディスクアクセス要求に局所性があること
を利用し、アクセスシリンダ記憶部５に過去のディスク
アクセスの履歴を格納し、今回のディスクアクセス要求
における実シーク時間、回転待ち時間、主記憶装置９−
ＤＭＡＣ３−ディスクユニット制御部４−ディスクユニ
ット１０間でデータ転送を行っている時間を利用して、
ヘッド位置付けシリンダ判定部６がアクセスシリンダ記
憶部５の情報に基づいて、次回のＣＰＵ８からのディス
クアクセス要求において指示される確率の最も高いシリ
ンダアドレスを決定する。

【００２４】そして、今回のデータ転送が終了すると、
ディスクユニット制御部４はディスクユニット１０に指
示して、前もってアクセスアーム１４をヘッド位置付け
シリンダ判定部６で求めたシリンダアドレスに移動する
。この場合、ヘッド位置付けシリンダ判定部６で求めた
次回アクセスするシリンダアドレスが、実際にディスク
アクセス要求のあったシリンダアドレスと一致（ヒット
）していれば、アクセスアーム１４を移動させる必要が
なくなるため、実シーク時間を減少させることができる
。

【００２５】図５は本発明のディスク制御装置の第１の
動作フローチャート、図６は本発明のディスク制御装置
の第２の動作フローチャート、図７は統計情報記憶部の
ブロック図、図８はアクセスシリンダ記憶部の構成図、
図９はヘッド位置付けシリンダ判定部の構成図である。 ステップＳ１　　ＣＰＵ８はディスクユニット１０のア
クセスアーム１４を移動させるため、ディスク制御装置
１にシーク命令を発行する。ステップＳ２　　ＣＰＵ・
Ｉ／Ｆ２は、受け付けたシーク命令を解析し、アクセス
シリンダ記憶部５と統計情報記憶部７へ、今回ディスク
アクセスで要求されたディスクアドレスのうちシリンダ
アドレスだけを送る。ステップＳ３　　ＣＰＵ・Ｉ／Ｆ
２は、受け付けたシーク命令を解析し、ＣＰＵ８から指
示されたディスクアドレスをディスクユニット制御部４
へ送り、シーク動作の制御を依頼する。ステップＳ４，
Ｓ５　　ディスクユニット１０はシーク動作を完了する
と、ディスクユニット制御部４及びＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２を
介してＣＰＵ８にシーク動作の終了を報告する。ステッ
プＳ６　　ＣＰＵ８はリード／ライト動作を行うため、
リード／ライト命令をディスク制御装置１に発行する。 ステップＳ７，Ｓ８ディスク制御装置１のＣＰＵ・Ｉ／
Ｆ２は、受け付けたリード／ライト命令を解析し、ＣＰ
Ｕ８から指示されたメモリアドレスデータ転送長をＤＭ
ＡＣ３及びディスクユニット制御部４へ送り、リード／
ライト動作の制御を依頼する。ステップＳ９　　ディス
クユニット制御部４は、ディスクユニット１０に対しリ
ード／ライト動作を指示する。ＤＭＡＣ３は、リード／
ライト時にはディスクユニット制御部４から主記憶装置
９への、ライト時には主記憶装置９からディスクユニッ
ト制御部４へのデータ転送を制御する。ステップＳ１０
，Ｓ１１　　磁気記憶媒体１３に記憶されているデータ
の読込み及び主記憶装置９から送られてきたデータの書
込みが行われ、その際のデータ転送が指示された量に達
すると、ディスクユニット１０はディスクユニット制御
部４及びＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２を介してＣＰＵ８にリード／
ライト動作の終了を報告する。ステップＳ１２　　シリ
ンダアドレスを受け取った統計情報記憶部７は、前回の
ディスクアクセス要求に前もって移動させておいたシリ
ンダアドレスと、ＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２によって設定された
今回のディスクアクセス要求によるシリンダアドレスの
比較を行い、統計情報として格納する。

【００２６】ここで、図７に基づいて統計情報記憶部７
について説明する。図において、２はＣＰＵ・Ｉ／Ｆ、
６はヘッド位置付けシリンダ判定部、７は統計情報記憶
部である。また、２１はＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２が今回アクセ
スするシリンダアドレスを格納するカレントシリンダア
ドレスレジスタ、２２はヘッド位置付けシリンダ判定部
６が次回アクセスするシリンダアドレスを格納するため
の予測シリンダアドレスレジスタである。該予測シリン
ダアドレスレジスタ２２は、有効／無効を示す有効ビッ
トを有している。

【００２７】２３は現在まで受けたシーク命令の回数が
格納されるアクセスカウンタであり、統計情報記憶部７
は、ＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２からの起動によってアクセスカウ
ンタをインクリメントする。２４はヒットカウンタであ
り、上記予測シリンダアドレスレジスタ２２の有効ビッ
トが１にセットされていて、かつカレントシリンダアド
レスレジスタ２１と予測シリンダアドレスレジスタ２２
の内容が等しい場合、比較部２５によってインクリメン
トされる。このように、統計情報記憶部７には、次回デ
ィスクアクセス要求のシリンダアドレスの予測が当たっ
た（ヒット）回数が格納される。

【００２８】また、アクセスカウンタ２３及びヒットカ
ウンタ２４を、ヒット率統計情報としてＣＰＵ８から参
照することが可能であり、後述する本装置のパラメータ
の最適値を選択する場合に、アプリケーションプログラ
ムに対応してヒット率統計情報を参考データとして利用
することができる。ステップＳ１３　　シリンダアドレ
スを受け取ったアクセスシリンダ記憶部５は、格納され
ているうち最も古いディスクアクセスのシリンダアドレ
ス（追出しシリンダアドレス）を取り去り、そこへ新し
いシリンダアドレス（カレントシリンダアドレス）を格
納し、ヘッド位置付け判定部６を起動する。

【００２９】ここで、図８に基づいてアクセスシリンダ
記憶部５について説明する。図において、２はＣＰＵ・
Ｉ／Ｆ、５はアクセスシリンダ記憶部、６はヘッド位置
付けシリンダ判定部である。また、記憶回数設定部２７
は、アクセスしたシリンダアドレスを現在より過去にさ
かのぼって何回分記憶するかを設定するものであり、本
装置のパラメータの一つである。上記記憶回数設定部２
７はＣＰＵ８から設定することが可能である。図の場合
、ｍが設定されているので、アクセスシリンダ登録テー
ブル２８には、現在よりｍ回前〜１回前までのアクセス
シリンダ履歴が格納されている。

【００３０】また、２９は今回のディスクアクセスのシ
リンダアドレスをＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２が格納するカレント
シリンダアドレスレジスタ、３０は追出しポインタであ
る。該追出しポインタ３０は、ｍ回前にアクセスしたシ
リンダアドレスを格納するアクセスシリンダ登録テーブ
ル２８のアドレスを示している。つまり、新たなディス
クアクセスが行われた場合、上記アドレスに格納されて
いるシリンダアドレスがアクセスシリンダ登録テーブル
２８から抹消される。３１はアクセスシリンダ登録テー
ブル２８から抹消されるシリンダアドレスを格納する追
出しシリンダアドレスレジスタである。

【００３１】図８の例では、まずＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２がシ
リンダアドレスＣｉをカレントシリンダアドレスレジス
タ２９に設定する。この設定をきっかけとして、アクセ
スシリンダ記憶部５は動作を開始する（ａ）。この時、
追出しポインタ３０が示すアドレスはｋであるから、ア
クセスシリンダ登録テーブル２８のアドレスｋに格納さ
れているシリンダアドレスＣｋはｍ回前にアクセスした
ものである。そこで、該シリンダアドレスＣｋを取り出
し、それを追出しシリンダアドレスレジスタ３１に格納
する（ｂ）。そして、カレントシリンダアドレスレジス
タ２９に格納されているシリンダアドレスＣｉをアクセ
スシリンダ登録テーブル２８のアドレスｋに格納（ｃ）
し、追出しポインタ３０をマイナス１する（ｄ）。ヘッ
ド位置付けシリンダ判定部６を起動する（ｅ）。ステッ
プＳ１４　　アクセスシリンダ記憶部５によって起動さ
れたヘッド位置付けシリンダ判定部６は、アクセスシリ
ンダ登録テーブル２８の情報に基づいて、次回のディス
クアクセスにおいて指示される確率の高いシリンダアド
レスを求める。

【００３２】ここで、図９に基づいてヘッド位置付けシ
リンダ判定部６について説明する。図において、２はＣ
ＰＵ・Ｉ／Ｆ、６はヘッド位置付けシリンダ判定部、７
は統計情報記憶部、２９はアクセスシリンダ記憶部５（
図８参照）の中のカレントシリンダアドレスレジスタ、
３１は追出しシリンダアドレスレジスタである。また、
３３はアクセス回数テーブルであり、該アクセス回数テ
ーブル３３には、ディスクユニット１０のシリンダの数
だけ、領域つまりアドレスが用意されていて、該アドレ
スは各シリンダに対応させられる。そして、上記アドレ
スには対応するシリンダのシリンダアドレスがアクセス
シリンダ登録テーブル２８にいくつ登録されているか、
つまり過去ｍ回のディスクアクセスで何回そのシリンダ
アドレスがアクセスされたかを示すデータが格納されて
いる。

【００３３】そして、否ゼロ回シリンダテーブル３４に
は、上記アクセスシリンダ登録テーブル２８に登録され
ているすべてのシリンダアドレスが格納されている。上
記アクセスシリンダ登録テーブル２８に登録されている
シリンダアドレスのすべてが互いに異なる場合、否ゼロ
回シリンダテーブル３４はアクセスシリンダ登録テーブ
ル２８と同じｍ個のアドレスが有効になる。また、アク
セスシリンダ登録テーブル２８に登録されているシリン
ダアドレスがすべて同じである場合、否ゼロ回シリンダ
テーブル３４は０番地のアドレスのみ有効になり、そこ
にはそのシリンダアドレスが登録される。その他のｍ−
１個のアドレスは無効となる。アドレスの有効／無効を
表示するため、上記否ゼロ回シリンダテーブル３４の各
領域には有効ビットが設けられている。

【００３４】３５は次回アクセスシリンダアドレスレジ
スタであり、ヘッド位置付け判定部６が抽出した次回の
アクセスシリンダアドレスを格納する。また、判定しき
い値設定部３６，３７は、ヘッド位置付け判定部６が次
回アクセスするシリンダアドレスを決定する際に、判定
のためのしきい値が設定されている。上記判定しきい値
設定部３６，３７はＣＰＵ８から設定することが可能で
あり、アクセスシリンダ記憶部５の記憶回数設定部２７
と共に本装置のパラメータを設定する。

【００３５】そして、図９の例ではヘッド位置付け判定
部６は、アクセスシリンダ記憶部５によって起動される
と、追出しシリンダアドレスレジスタ３１から追出しの
対象となるシリンダアドレスＣｋを読み込み、アクセス
回数テーブル３３の対応するデータＮｋから１をマイナ
スしたデータＮｋ−１を同領域に書き換える（ａ）。１
をマイナスした結果が０のとき、そのシリンダアドレス
を否ゼロ回シリンダテーブル３４から抹消する。

【００３６】次に、カレントシリンダアドレスレジスタ
２９からアクセスされた最新のシリンダアドレスＣｉを
読み込み、該シリンダアドレスＣｉが否ゼロ回シリンダ
テーブル３４にあるか否かをチェックする。上記シリン
ダアドレスＣｉが否ゼロ回シリンダテーブル３４にある
場合、アクセス回数テーブル３３の対応するデータＮｉ
に１をプラスしたデータＮｉ＋１を同領域に書き換える
（ｂ）。上記シリンダアドレスが否ゼロ回シリンダテー
ブル３４に登録されていない場合、否ゼロ回シリンダテ
ーブル３４に登録するとともに、アクセス回数テーブル
３３の対応するアドレスに１をセットする。

【００３７】否ゼロ回シリンダテーブル３４に登録され
ているすべてのシリンダアドレスのうちアクセス回数テ
ーブル３３のデータの上位２項、つまり過去ｍ回でアク
セス回数の多かった上位二つのシリンダアドレスＣｕ１
，Ｃｕ２を選出する（ｃ）。上記否ゼロ回シリンダテー
ブル３４は、動作ｃにおいてアクセス回数テーブル３３
を参照する回数を減らし、上記判定処理を高速に行うた
めに設けてある。

【００３８】動作ｃにおいて求めたシリンダアドレスＣ
ｕ１，Ｃｕ２のアクセス回数Ｎｕ１，Ｎｕ２と判定しき
い値設定部３６，３７の値Ｓ１，Ｓ２によって以下の条
件が成り立つとき、シリンダアドレスＣｕ１を次回アク
セスシリンダ候補とし、次回アクセスシリンダアドレス
レジスタ３５に設定し、次回アクセスシリンダアドレス
レジスタ３５の有効ビットを１にセットする（ｄ）。

【００３９】Ｎｕ１＞Ｓ１ Ｎｕ１＞Ｎｕ２＋Ｓ２ 条件が不成立の場合、次回アクセスシリンダアドレスレ
ジスタ３５の有効ビットを０にセットする。そして、次
回アクセスシリンダアドレスレジスタ３５の内容を統計
情報設定部７に送る（ｅ）。ステップＳ１５　　ステッ
プＳ１０において、ＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２にリード／ライト
動作の終了が報告された後、ディスクユニット制御部４
は次回アクセスシリンダアドレスレジスタ３５の有効ビ
ットをチェックし、該有効ビットが１にセットされてい
る場合、次回アクセスシリンダアドレスレジスタ３５に
格納されているシリンダアドレスにアクセスアーム１４
を移動するようにディスクユニット１０に対してシーク
命令を出す。ステップＳ１６　　シーク動作が終了する
と、ディスクユニット制御部４はＣＰＵ・Ｉ／Ｆ２にシ
ーク終了通知を出す。

【００４０】また、ディスク制御装置１はヒット率統計
情報を参照し、記憶回数、判定しきい値等のパラメータ
を設定するためのインタフェースを有しているので、デ
ィスク制御装置１を使用するアプリケーションプログラ
ムに対応してディスクアクセスの局所性を形成すること
ができる。なお、本発明は上記実施例に限定されるもの
ではなく、本発明の趣旨に基づいて種々変形することが
可能であり、これらを本発明の範囲から排除するもので
はない。

【００４１】

【発明の効果】以上詳細に説明したように、本発明によ
れば、アクセスしたシリンダアドレスを、あらかじめ設
定したｍ回分だけ過去にさかのぼって格納するアクセス
シリンダ登録テーブルが設けられ、過去ｍ回分のディス
クアクセスについて、上記磁気記憶媒体のシリンダアド
レスごとのアクセス回数を格納するアクセス回数テーブ
ルが設けられ、アクセス回数テーブルに格納されたアク
セス回数に基づいて、あらかじめ設定された条件によっ
て次回アクセスするシリンダアドレスが決定される。そ
して、次回のシーク命令を受ける前に、決定されたシリ
ンダアドレスにリード／ライトヘッドを移動させるよう
になっている。

【００４２】したがって、次回のアクセス要求で指示さ
れる確率の最も高いシリンダアドレスに前もってディス
クユニットのアクセスアームが移動させられるため、次
回のディスクアクセス時の実シーク時間を短縮し、アク
セス時間を短くすることが可能である。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のディスク制御装置のブロック図である
。

【図２】従来のディスク制御装置の制御ブロック図であ
る。

【図３】ディスクユニットの構造図である。

【図４】磁気記憶媒体の詳細図である。

【図５】本発明のディスク制御装置の第１の動作フロー
チャートである。

【図６】本発明のディスク制御装置の第２の動作フロー
チャートである。

【図７】統計情報記憶部のブロック図である。

【図８】アクセスシリンダ記憶部の構成図である。

【図９】ヘッド位置付けシリンダ判定部の構成図である
。

【符号の説明】

１　　　　ディスク制御装置 ２　　　　ＣＰＵ・Ｉ／Ｆ ３　　　　ＤＭＡＣ ４　　　　ディスクユニット制御部 ５　　　　アクセスシリンダ記憶部 ６　　　　ヘッド位置付けシリンダ判定部７　　　　統
計情報記憶部 ８　　　　ＣＰＵ ９　　　　主記憶装置 １０　　ディスクユニット

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】　　ディスクアドレスが定義されたシーク
   命令をＣＰＵから受け、ディスクユニットの磁気記憶媒
   体の所定の位置にリード／ライトヘッドを移動させるデ
   ィスク制御装置において、（ａ）アクセスしたシリンダ
   アドレスを、あらかじめ設定したｍ回分だけ過去にさか
   のぼって格納するアクセスシリンダ登録テーブルと、（
   ｂ）新たなディスクアクセスが行われるごとに上記アク
   セスシリンダ登録テーブルのシリンダアドレスを更新す
   る手段と、（ｃ）上記アクセスシリンダ登録テーブル内
   に格納された過去ｍ回分のディスクアクセスについて、
   上記磁気記憶媒体のシリンダアドレスごとのアクセス回
   数を格納するアクセス回数テーブルと、（ｄ）上記アク
   セス回数テーブルに格納されたアクセス回数に基づいて
   、あらかじめ設定された条件によって次回アクセスする
   シリンダアドレスを決定する手段と、（ｅ）次回のシー
   ク命令を受ける前に、決定されたシリンダアドレスにリ
   ード／ライトヘッドを移動させる手段を有することを特
   徴とするディスク制御装置。