JPH0451313A - ディスク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、ディスク制御方式および装置に関し、さらに
詳しくは、効率よくディスク装置にアクセスするための
ディスク制御方式およびそのディスク制御方式を実施す
るディスク制御装置に関する。

［従来の技術］ 仮想メモリ管理方式を用いた計算機システムにおいて、
ページをグループ化してディスク装置に対して入出力す
ることにより、実メモリとディスク装置との入出力回数
を削減し、性能を高速化するディスク制御方式が、例え
ばｒ　ＩＥＥＥ　、　ＣＯＭＰＵＴＥＲＭＡＲＣＨ（１
９８３）　ｐｐ３８−３９　Ｊで論じられている。この
技術は、ディスク装置から実メモリ上にページを読み込
む際に、先読みすべきページでまとめられるものをまと
め読みしたり、実メモリ上で内容変更されたページは、
変更したページをチエインに接続して一度に書き込みの
行えるページをこのチエインから探し出して、−度のデ
ィスク出力命令でディスク装置に書き込むものである。

この処理は、ディスク装置への入出力回数を減らすため
のクラスタリングと呼ばれている。

他方、ディスク装置において、２以上のトラックあるい
はシリンダに続けてアクセスするとき、アクセス要求の
生じた順で各トラックあるいはシリンダにアクセスして
いる。

また、ディスク装置において、トラックあるいはシリン
ダの連続領域にアクセスするとき、ヘッドが前記連続領
域の最初の位置まで到達するのを待ってからアクセスを
開始し、連続領域の最後までアクセスしている。

［発明が解決しようとする課題］ 上記ディスク装置への入出力回数を減らすためのクラス
タリングを行う従来技術は、ページをグループ化するこ
とによりディスク装置に対する入出力回数を減らすこと
のみに着目しており、ディスク装置の物理的性質に対す
る配慮がなされていない。すなわち、ディスク装置にお
いては記憶単位が物理的にトラック単位やシリンダ単位
であるため、入出力の単位もこのようなトラック単位や
シリンダ単位であるのが好都合であるが、これに対する
配慮がなされていないため、高速化の効果が低い問題点
がある。

他方、アクセス要求の生じた順で各トラックあるいはシ
リンダにアクセスする従来技術では、アクセス要求の生
じた順とトラックやシリンダの配置との絹合せによって
はヘッドがトラック間やシリンダ間を移動する移動量が
徒に大きくなり、アクセスが遅れる問題点がある。

また、トラックあるいはシリンダの連続領域の最初の位
置までヘッドが到達するのを待ってからアクセスを開始
する従来技術では、例えばヘッドか連続領域の最初の位
置をわずかに過ぎていると、ディスクがほぼ１回転する
までアクセスが遅れる問題点がある。

そこで、本発明の第１の目的は、ディスク装置の物理的
性質を考慮してアクセスを制御し７より高速化の効果を
高めるようにしたディスク制御方式を提供することにあ
る。

また、本発明の第２の目的は、上記ディスク制御方式を
実施するのに好適なディスク制御装置を提供することに
ある。

また、本発明の第３の目的は、２以」―のトラックある
いはシリンダ：に続けてアクセスするとき。

トラックやシリンダの配置を考慮してアクセスを制御し
、より高速にアクセスできるようにしたディスク制御方
式を提供することにある。

また、本発明の第４の目的は、上記ディスク制御方式を
実施するのに好適なディスク制御装置を提供することに
ある。

さらに、本発明の第５の目的は、トラックあるいはシリ
ンダの連続領域にアクセスするとき、ヘッドの位置を考
慮してアクセスを制御し、より高速にアクセスできるよ
うにしたディスク制御方式を提供することにある。

また、本発明の第６の目的は、上記ディスク制御方式を
実施するのに好適なディスク制御装置を提供することに
ある。

［課題を解決するための手段］ 第１の観点では、本発明は、処理装置のディス＝　７− り装置へのアクセスを制御するディスク制御方式であっ
て、ディスクが１回転でアクセスできるトランク単位ま
たはシリンダ単位より小さなサイズのページ単位を基準
として処理装置からのアクセスを受け付け、前記ページ
単位を基準としたアクセスを前記トラック単位またはシ
リンダ単位を基準としたアクセスに変換し、前記トラッ
ク単位またはシリンダ単位を基準としてディスク装置に
アクセスすることを特徴とするディスク制御方式を提供
する。

第２の観点では、本発明は、処理装置のディスク装置へ
のアクセスを制御するディスク制御装置であって、ディ
スクが１回転でアクセスできるトラック単位またはシリ
ンダ単位より小さなサイズのページ単位を基準として処
理装置からのアクセスを受け付けるホストインタフェー
ス手段と、前記トラック単位またはシリンダ単位でデー
タを記憶しうる複数のエントりを有するバッファ手段と
、前記バッファ手段を用いて前記ページ単位を基準とし
たアクセスを前記トラック単位またはシリンダ単位を基
準としたアクセスに変換する管理手段と、前記トラック
単位またはシリンダ単位を基準としてディスク装置にア
クセスするディスクインタフェース手段とを具備したこ
とを特徴とするディスク制御装置を提供する。

なお、上記構成において「ページ単位を基準として」あ
るいは［トラック単位またはシリンダ単位を基準として
」とは、「ページ単位で又はページ単位の整数倍で」あ
るいは「トラック単位またはシリンダ単位で又はそれら
の整数倍で」を意味する。

第３の観点では、本発明は、ディスクか１回転でアクセ
スできるトラック単位またはシリンダ単位の２以上につ
いて続けてディスク装置にアクセスするさき、ディスク
装置のヘッドのトラック間またはシリンダ間の移動を最
小とするように前記２以上のトラック単位またはシリン
ダ単位のアクセス順をスケジュールすることを特徴とす
るディスク制御方式を提供する。

第４の観点では、本発明は、ディスクが１回転でアクセ
スできるトラック単位またはシリンダ単位の２以」二に
ついてのディスク装置へのアクセスを蓄積するバッファ
手段と、ディスク装置のヘッドのトラック間またはシリ
ンダ間の移動を最小とするように前記蓄積した２以上の
トラック単位またはシリンダ単位のアクセスをスケジュ
ールするスケジュール手段とを具備したことを特徴とす
るディスク制御装置を提供する。

第５の観点では、本発明は、ディスクが１回転でアクセ
スできるトラック単位またはシリンダ単位内の連続した
領域にアクセスするとき、ディスク装置のヘッドが前記
領域の途中にあってもアクセスを開始して前記領域の最
後までアクセスし、次いで前記領域の最初からアクセス
を開始して前記領域の途中までアクセスすることを特徴
とするディスク制御方式を提供する。

第６の観点では、本発明は、ディスクが１回転でアクセ
スできるトラック単位またはシリンダ単位内のアクセス
したい連続領域内にディスク装置のヘッドが存在してい
ないか存在しているかを検出するヘッド位置検出手段と
、前記連続領域内にヘッドが存在していないときには前
記連続領域の最初までアクセスを待ち１次いで前記連続
領域の最初からアクセスを開始して前記連続領域の最後
までアクセスする回転待ちアクセス手段と、前記連続領
域内にヘッドが存在しているときには直にアクセスを開
始して前記連続領域の最後までアクセスし１次いで前記
連続領域の最初からアクセスを開始して未だアクセスし
ていない前記連続領域の部分にアクセスする回転待ち防
止アクセス手段とを具備したことを特徴とするディスク
制御装置を提供する。

［作用］ 上記本発明の第１の観点によるディスク制御方式および
第２の観点によるディスク制御装置では、ページ単位を
基準として処理装置からのアクセスを受け付けるため、
仮想メモリ管理方式を損わない。一方、このページ単位
を基準としたアクセスを、トラック単位またはシリンダ
単位を基準としたアクセスに変換してディスク装置にア
クセスす１す るので、ディスク装置の物理的性質に合致し、無駄時間
がなくなって、より高速のアクセスが可能となる。

上記本発明の第３の観点によるディスク制御方式および
第４の観点によるディスク制御装置では、アクセスすべ
きトラックまたはシリンダの配置に基づいてアクセス順
を変更してヘッドの移動距離を最小にするため、無駄時
間がなくなって、より高速のアクセスが可能となる。

上記本発明の第５の観点によるディスク制御方式および
第６の観点によるディスク制御装置では、アクセスすべ
き連続領域の途中にヘッドが位置していたときは、連続
領域の最初まで待たすに、直ちにアクセスを開始するた
め、無駄時間がなくなって、より高速のアクセスが可能
となる。

［実施例コ 以下、図に示す実施例により本発明をさらに詳細に説明
する。なお、これにより本発明が限定されるものではな
い。

第１６図は、本発明の一実施例のディスク制御装置７を
含む計算機システム１を示すブロック図である。

この計算機システム１は、計算や制御を行う処理装置２
と、ネットワークを通じて他のシステムとデータの送受
信を行う通信制御装置３と、コマンドの入力やデータの
入力を行なうためのキーボード４と、処理結果の表示や
入力データの表示を行なうためのデイスプレィ５と、主
メモリ６と。

本発明のディスク制御方式を実施するディスク制御装置
７と、データやプログラムを格納しておくためのディス
ク装置８とが、システムバス９に接続されて構成されて
いる。

第１７図は、上記計算機システム１における仮想メモリ
管理方式の概要を示すものである。

仮想メモリ空間２５は、ページと呼ばれる４にバイトあ
るいは８にバイトの単位に分割されている。ディスク装
置８の記憶空間も同サイズのページに分割され、仮想メ
モリ空間２５とディスク装置８の記憶空間とがマツピン
グされている。

第１８図は、仮想メモリ空間２５のページと。

主メモリ６およびディスク装置８のページの対応を管理
する管理テーブル３１を示している。

管理テーブル３１のカラム３０は、仮想メモリ空間２５
−トの仮想メモリベーン番号である。

カラム３２は、仮想メモリ空間２５上の仮想メモリアド
レスである。

カラム３３は、その仮想メモリベーンが格納されている
主メモリ６の物理アドレスか又はディスク装置８の物理
アドレスである。

カラム３４は、前記カラム３３の物理アドレスが主メモ
リ６のものか又はディスク装置８のものか（仮想メモリ
ページか、主メモリ６」二にあるか。

ディスク装置８」二にあるか）を示すフラグであり、「
１」なら主メモリ６であり、「Ｏ」ならディスク装置８
である。

第１８図の例では、仮想メモリページ番号＃Ｏの仮想メ
モリページは、カラム３４が「１」であるから主メモリ
６」−にあり、主メモリ６上の物理アドレスはカラム３
３の値の「ｉ」である。また、仮想メモリページ番号＃
１の仮想メモリベーンは、カラム３４が「０」であるか
ら、ディスク装置８」二にあり、ディスク装置８」二の
物理アドレスはカラム３３の値の「ａ」である。

応用プログラム２１により仮想メモリページがアクセス
されると、オペレーティングシステム２３のメモリ管理
プログラム２４は管理テーブル３１のカラム３４を調べ
て、主メモリ６」−にそのページがあるか、ディスク装
置８」二にあるかを判断する。主メモリ６」二にあれば
、その主メモリ６」二のページにアクセスする。ディス
ク装置８上にあれば、そのページを主メモリ６」二の空
いているページに読み込み（主メモリ６」二に空いてい
るページがないときは、主メモリ６上にある不必要と思
われるページをディスク装置８上に書き出して、空きペ
ージを作り出す）、読み込んだ主メモリ６−１−のペー
ジの物理アドレスを管理テーブル３１のカラム３３に格
納し、カラム３４に「１」をセットする。そして、その
主メモリ６上のページにアクセスする。

このように、仮想メモリ管理は、ページ単位で】５ 行う。

ところが、ディスク制御装置７は、ディスク装置８との
入出力を、ページ単位あるいは単にページをまとめて行
うのではなく、トラック単位あるいはシリンダ単位で行
うように制御する。以下、これを説明する。

第１図に示すように、ディスク制御装置７は、システム
バス９を介して処理装置２との間でデータやコマンドを
転送するホストインタフェース回路６０８と、ＣＰＵ６
０１と４制御プログラムや管理情報やデータを保持する
メモリ６０２と、ディスク装置８のセクタ位置を検出す
るセクタ検出回路６０３と１デイスク装置８のトラック
単位のデータを保持する多数のエントりを有するトラッ
クバッファ６０６と、ディスク装置８とトラックバッフ
ァ６０６の間のデータの転送を行うＤＭＡ回路６０４と
、データのフォーマットを識別してトラックの管理用情
報とデータとを分離するフォーマット識別回路６０５と
、ディスクインタフェース回路６０７とを具備して構成
されている。

トラックサイズが１６にバイトとすると、前記トラック
バッファ６０６の各エントリは１６にハイドとなる。ま
た、ページサイズが４にバイトとすると、４ページで１
トラック分となる。

第２図は、前記ＣＰＵ６０１で実行されるディスク制御
のためのソフトウェア構成を示すもので、処理装置２と
の間でデータやコマンドを転送するためのホストインタ
フェースブロック７０１と処理装置２から与えられたコ
マンドを解析するコマンド解析ブロック７０２と、解析
したコマンドを実行するコマンド実行ブロック７０３と
、前記トラックバッファ６０６を管理するトラックバッ
ファ管理ブロック７０４と、前記ディスクインタフェー
ス回路６０７とトラックバッファ６０６の間のデータ転
送を制御するデータ転送制御ブロック７０５と、ディス
ク装置８との間でデータやコマンドを転送するためのデ
ィスクインタフェースブロック７０６と１回転待ち防止
制御を行う回転待ち防止制御ブロック７０７とを有して
構成されている。

第３図は、処理装置２とディスク制御装置７の間でやり
とりされるコマンドの形式を示したものである。

このコマンド５５は、ディスク装置８のユニットアドレ
ス５６と、ＲＥＡＤコマンドかＷＲＩＴＥコマンドかの
区別を示すコマンドコード５７とＲＥＡＤデータを格納
するか又はＷＲＩＴＥデータを取り出す主メモリ６上の
アドレス５８と、ディスク装置８上のアクセスすべき領
域の開始アドレスを示すシリンダ番号５９とヘッドアド
レス６０とセクタ番号６１と、アクセスすべき領域のサ
イズを示す処理セクタ数６２とから構成されている。

処理装置２は、１ページあるいは複数ページをまとめて
ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥするコマンドを発行する。

第４図は、トラックバッファ６０６のエントリとディス
ク装置８のトラックの対応を管理するトラックバッファ
管理テーブルを示している。

このトラックバッファ管理テーブル６５は、トラックバ
ッファ管理部７０４にあり、トラックバッファ６０６の
エントリと同数のレコードを有している。

カラム６６は、トラックアドレスであり、シリンダ番号
５９とヘッドアドレス６０とで決められる。

カラム６７は、書き込みフラグであり、「１」のときは
、ディスク装置８へ書き込むべきデータを対応するトラ
ックバッファ６０６のエントリに保持していることを示
している。「０」のときは、ディスク装置８へ書き込む
べきデータを対応するトラックバッファ６０６のエント
リに保持していないことを示している。

カラム６８は、有効フラグであり、このレコードが有効
であるとき「１」、無効であるときｒＯＪである。

カラム６９は、トラックバッファ６０６上のエントリの
アドレスである。

第５図は、処理装置２からディスク制御装置７へＲＥＡ
Ｄコマンドが発行されたときのディスク制御装置７の作
動のフローチャートである。

ステップ７２では、ＲＥＡＤコマンドに含まれるシリン
ダ番号５９．ヘッドアドレス６０からトラックアドレス
を求める。

ステップ７３では、トラックバッファ管理テブル６５の
カラム６８（有効フラグ）が「１」で且つ上記トラック
アドレスがカラム６６（トラックアドレス）と一致する
レコードがあるか調べる。

なければ、ステップ７５に移行し、あれば、ステップ７
８に移行する（ステップ７４）。

ステップ７５では、トラックバッファ６０６の空きエン
トリのアドレスを求めるサブルーチンをコールする。こ
のサブルーチンについては、第７図を参照して後述する
。

ステップ７６では、前記サブルーチンで求めた空きエン
トリに、ディスク装置８のトラックからデータを読み込
む。トラックのアドレスは、前記ステップ７２で求めた
トラックアドレスである。

ステップ７７では、トラックバッファ管理テーブル６５
を更新する。すなわち、一つのレコードのカラム６６に
トラックアドレスを格納し、カラム６７（書き込みフラ
グ）に「０」をセットし、カラム６８に「１」をセット
し、カラム６９（エントリアドレス）にエントリのアド
レスをセットする。

ステップ７８では、当該レコードのカラム６９からトラ
ックバッファ６０６のエントリのアドレスを求めて、そ
のアドレスのエントリからデータを主メモリ６へ転送し
、ＲＥＡＤ処理を終了する。

上記説明のように、トラックバッファ６０６に格納され
ているデータに対してＲＥＡＤコマンドが発行されれば
、ディスク装置８を読むことはしないで、トラックバッ
ファ６０６から主メモリ６へデータを転送する。このた
め、ディスク装置８に対する入出力を省略できる。

次に、第６図は、処理装置２からディスク制御装置７へ
ＷＲＩＴＥコマンドが発行されたときのディスク制御装
置７の作動のフローチャートである。

ステップ８１では、ＷＲＩＴＥコマンドに含まれるシリ
ンク番号５９．ヘッドアドレス６０からトラックアトレ
ス ステップ８２では、トラックバッファ管理テーブル６５
のカラム６８か「１」で且つ上記トラックアドレスなカ
ラム６６と一致するレコードがあるか調べる。

なければ、ステップ８４に移行し、あれば、ステップ８
７に移行する（ステップ８３）。

ステップ８４では、トラックバッファ６０６の空きエン
トりのアドレスを求めるサブルーチンをコールする。こ
のザブルーチンについては、第７図を参照して後述する
。

ステップ８５では、前記サブルーチンで求めた空きエン
トリに、ディスク装置８からデータを読み込む。このデ
ータのトラックアドレスは、前記ステップ７２で求めた
トラックア）・レスである。

ステップ８６では、トラックバッファ管理テーブル６５
を更新する。すなわち、一つのレコードのカラム６６に
該当トラックアドレスを格納し、カラム６７に「０」を
セットし、カラム６８に「１」をセットシ、カラム６９
に該当トラックバッファ６０６のエントリのアドレスを
セットする。

ステップ８７では、処理装置２からのデータを、当該ト
ラックバッファ６０６のエントりに書き込む。そして、
ｌ−ラックバッファ管理テーブル６５のカラム６７に「
１」をセラｌ−　Ｌ、ＷｔＴＥ処理を終了する。

」−記説明のように、ＷＲＩＴＥコマンドに対しては、
トラックバッファ６　０　６１に処理装置２からのデー
タを書き込むが、ディスク装置８には直ちにデータを書
き込まない。そして、ディスク装置８のトラックへの強
制書き込み要求が発行されたときや　トラックバッファ
６０６」―に空きエントリが見つけ出せないときや，一
つのジョブが終了したときや，ディスク制御装置７がｒ
ｅａｄｙ状態のときを契機として、カラム６７が「１」
のレコードか指すエントリを探し、それらのエントリの
データをディスク装置８に書き込む。すなわち、後書き
を行なう。

第７図は、トラックバッファ６０６の空きエン１・りを
求めるザブルーチンのフローチャートである。

ステップ９１では、トラックハソファ管理テーブル６５
を調へて、カラム６８がｒＯＪのレコードを探す。

もし、カラム６８が「０」のレコードかあれば、ステッ
プ９３に移行する。なければ、ステップ９４に移行する
。

ステップ９３では、カラム６８が「Ｏ」のレコー１〜の
カラム６９にあるエントリアドレスをリターン値として
、リターンする。

ステップ９４では、トラックバッファ管理テーブル６５
を調べて、カラム６７が「１」のレコードを探す。

もし、カラム６７が「ＩＪのレコードがなければステッ
プ９６に移行し、あればステップ９７に移行する（ステ
ップ９５）。

ステップ９６では、カラム６７かｒＯＪのレコードのカ
ラム６９にあるエントリアドレスをリターン値として、
リターンする。

ステップ９７では、カラム６７が「１」のレコードのカ
ラム６９にあるエントリアドレスか指すエントリのデー
タを、カラム６６が指すディスク装置８のトラックアド
レスに、書き込む。

ステップ９８では、該当レコードのカラム６７。

６８をそれぞれ「０」にセットする。

ステップ９９では、当該レコードのカラム６９にあるエ
ントリアドレスをリターン値として、リターンする。

第８図は、第７図に示した空きエントりを求めるサブル
ーチンにおいて、空きエントりがないとき（カラム６８
がｒＯＪのレコードがないとき）、使用中のどのエント
リを空けるかを決定する方法を示す概念図である。

すなわち、トラックバッファ管理テーブル６５にカラム
１００を追加して、最も新しくアクセスしたレコードが
最後になるようにチエインでつなぐ。また、そのチエイ
ンの最初のレコードへのポインタをポインタ１０１を設
けて格納しておく。

そして、ポインタ１０１からチエインをたとって、第７
図のステップ９１またはステップ９４の条件を順にテス
トし、最初に条件を満たしたものを選んで、以後の処理
を行なえばよい。この決定方法は、Ｌ　ＲＵ　（Ｌｅａ
ｓｔ　Ｒｅｃｅｎｔｒｙ　Ｕｓｅｄ）方式と呼ばれるも
のである。

次に、第９図は、トラックバッファの２以上のエントリ
について続けてディスク装置８にアクセスするときのス
ケジュールおよびアクセスのフローチャートである。こ
の動作は、トラックバッファ管理ブロック７０４により
実行される。

ステップ２１１では、トラックバッファ管理テーブル６
５のカラム６８が「１」で且つカラム６７が１１」のレ
コードを求める。

ステップ２１２では、前記ステップ２１１で求めたレコ
ードについて、第１０図に示す如きアクセス順チエイン
を作成する。このアクセス順チエイン２００は、各レコ
ードに対応したポインタ２０３をトラックアドレスの順
にチエインでつないだものである。ポインタ２０３のカ
ラム２０４は、トラックアドレスの小さいものから大き
いものを指す。大きいものがないときは値を「０」とす
る。

カラム２０５は、トラックアドレスの大きいものから小
さいものを指す。小さいものがないときは値をｒＯＪと
する。カラム２０６は、対応するトラックバッファ６０
６のエントリを指す。さらに、ポインタ２０１は、最小
のトラックアドレスのポインタ２０３を指す。また、ポ
インタ２０２は、最大のトラックアドレスのポインタ２
０３を指す。

ステップ２１３では、ディスク装置８に対してコマンド
を発行して、ヘッドの現在位置のトラックアドレスＴｉ
を求める。

ステップ２１４では、前記アクセス順チエイン２００の
ポインタ２０１，２０２の指すポインタ２０３のカラム
２０６が指すエントリより最小トラックアドレスＴ　Ｍ
ＩＮＩ　最大トラックアドレス１Ｍバを求める。

ステップ２１５では、 Ｔ　ＭＡＷ　−Ｔ　ｉ　　＜　　Ｔ　ＭＩＮ　　Ｔ　ｉ
なら、ステップ２１６へ進み、 ＴＭＡＸ　　Ｔｉ　　≧　ＴＭＩＮ　　Ｔｉなら、ステ
ップ２１８へ進む。

ステップ２１６では、ヘッドを最大トラックアドレスＴ
ＭＡＸのトラックへ移動する。

ステップ２１７では、アクセス順チエイン２００のポイ
ンタ２０２から各ポインタ２０３をカラム２０５の順に
たどり、各ポインタ２０３が指すエントリのトラックア
ドレスのトラックに順にアクセスする。アクセスした後
、トラックバッファ管理テーブル６５の該当するレコー
ドのカラム６７をｒＯＪにする。

一方、ステップ２１８では、ヘッドを最小トラックアド
レスＴＭＩＮのトラックへ移動する。

ステップ２１７では、アクセス順チエイン２００のポイ
ンタ２０１から各ポインタ２０３をカラム２０４の順に
たどり、各ポインタ２０３が指すエントリのトラックア
ドレスのトラックに順にアクセスする。アクセスした後
、トラックバッファ管理テーブル６５の該当するレコー
ドのカラム６７をｒＯＪにする。

上記スケジュールおよびアクセスの作動によれば、例え
ば、第１１図に示すように、トラックアドレスＴ４．Ｔ
３．Ｔ７．Ｔ６．ＴＩのトラックに。

この順（括弧付き番号順）でアクセス要求が発生し、ヘ
ッドの現在位置がトラックアドレスＴ５のトラックであ
るときに、ヘッドはまず最大トラックアドレスＴ７のト
ラックへ移動し、次いでトラックアドレスＴ７．Ｔ６．
Ｔ４．Ｔ３．Ｔｌの順（丸付き番号順）で各トラックに
アクセスすることとなる。これは最小のヘッドの移動距
離であり、無駄時間がなく、アクセスが高速になる。

次に、第１２図は、前記回転待ち防止制御ブロック７０
７の作動のフローチャートである。

ステップ３０１では、セクタ検出回路６０３により、ヘ
ッドの現在位置のセクタを検出する。

ステップ３０２では、検出したセクタがアクセス要求さ
れた連続領域中のセクタであるか否か判定する。アクセ
ス要求された連続領域中のセクタであるならステップ３
０３へ移行し、そうでないならステップ３０６へ移行す
る。

ステップ３０３では、そのセクタからアクセスを開始し
、前記連続領域の最終セクタまでアクセスする。このと
き、ＣＰＵ６０１は、そのセクタに対応するトラックバ
ッファ６０６のエンドす」二のアドレスを転送先頭アド
レスとしてＤＭＡ回路６０４に設定する。また、そのセ
クタから前記連続領域の最終セクタまでのデータ数を計
算して、そのデータ数を転送データ数としてＤＭＡ回路
６０４に設定する。ＤＭＡ回路６０４は、データ転送に
伴い前記転送データ数をデクリメンｌ−Ｌ、この値がｒ
ＯＪになったとき、ＣＰＵ６０１に転送終了を通知する
。

ステップ３０４ては、セクタ検出回路６０３により前記
連続領域の先頭セクタか検出されるのを待つ。

ステップ３０５では、前記連続領域の先頭セクタからア
クセスを開始し、前記ステップ３０３でアクセスを開始
したセクタの前のセクタまでアクセスする。このとき、
」１記ステップ３０３と同様にしてトラックバッファ６
０６のエントリとディスク装置８の間でＤ　Ｍ　Ａによ
りデータ転送を行な一方、ステップ３０６では、セクタ
検出回路６０３により前記連続領域の先頭セクタが検出
されるのを待つ。

ステップ３０７では、前記連続領域の先頭セクタから最
終セクタまでをアクセスする。このとき、上記ステップ
３０３と同様にしてトラックバッファ６０６のエンＩ・
りとディスク装置８の間でＤＭＡによりデータ転送を行
なう。

例えば、第１３図に示すように、トラックＴのアクセス
すべき連続領域の先頭Ｓから最終Ｅまでの途中Ｈ，にヘ
ッドが位置しているとき、」１記回転待ち防止制御がな
ければ第１４図の」二段に示すように時間１０から時間
ｔ２まて回転待ち時間を生しるが、」１記回転待ち防止
制御があれば第１４図の下段に示すように回転待ち時間
を生じない。従って、時間ｔ３にはアクセスを終了でき
る。

すなわち、上記回転待ち防止制御を用いた場合、前記ス
テップ３０１で検出されたセクタがアクセスすべき連続
領域内のセクタであれば直ちにアクセスが開始されるか
ら、従来のように連続領域の先頭セクタが検出されるま
で待機する無駄時間がなくなり、アクセスか高速になる
。

なお、」１記回転待ち防止制御がある場合のディスクア
クセス時間Ｄ　Ｔ　、は以下のように導かれる（たたし
、シーク時間は含まない）。

１トラックのデータサイズ゛ ＤＴ＋　＝　（０，５＋ｘ−０，５ｘ２）Ｌ（但し、Ｌ
はディスクの１回転時間） このうち（ｘＬ）はデータアクセス時間であるから、回
転待ち時間Ｗ”Ｆ、は、 ＷＴ＋　＝　（０，５０，５ｘ２）　Ｌとなる。

これに対して、回転待ち防止制御のない場合のディスク
アクセス時間ＤＴ。および回転待ち時間ＷＴ、は以下の
ようになる。

ＤＴＯ＝　（０，５＋ｘ）Ｌ ＷＴ。＝　（０，５）Ｌ 第１５図は、上記ＷＴ、とＷＴ、のＸに対する関係を示
すグラフである。この図からも明らかなように、上記回
転待ち防止制御がある場合、アクセスするデータのサイ
ズが１１−ラックのデータサイズに近づくほど回転待ち
時間ＷＴ、が小さくなり、１トラツクにアクセスする場
合には「０」になる。すなわち、前記ディスク制御装置
７はトラック単位でディスク装置８にアクセスするから
、回転待ち時間ＷＴ、はｒＯＪとなり、アクセスを高速
化できる。

他の実施例としては、」１記トラックバッファ６０６を
主メモリ６」二に構成し、」二記ホストインタフェース
ブロック７０１とトラックバッファ管理ブロックとをオ
ペレーティングシステム２３」二に構成したものが挙げ
られる。

［発明の効果］ 本発明のディスク制御方式および装置によれば、以下の
ような効果を得られる。

（１）仮想メモリ管理方式におけるページ単位の処理を
損わないで、トラック単位またはシリンダ単位を基準と
してディスク装置に対する入出力を行うことが出来る。

これは、ディスク装置の物理的性質に適合しているので
、より高速化できる。

（２）ディスク制御装置のバッファ手段にデータが存在
するときはそのアクセスにディスク入出力を伴わない。

このため、アクセス時間を短縮できる。

（３）２以上のトラック単位またはシリンダ単位につい
て続けてディスク装置にアクセスするとき、予めスケジ
ュールして、トラック間またはシリンダ間のヘッドの移
動距離を最小にする順でアクセスするため、高速化が実
現できる。

（４）アクセスすべき領域の途中にヘッドが位置してい
るときは直ちにアクセスを開始し、前記領域の最初まで
回転待ちしないため、アクセスの遅れをなくすことが出
来る。

（５）上記各効果を得られるため、オペレーティングシ
ステムの仮想メモリ管理プログラムでページの先読み、
後書き、クラスタリングなどの処理をする負担がなくな
る。従って、仮想メモリ管理のオーバヘッドを削減でき
る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のディスク制御装置の一実施例のハード
ウェア構成図、第２図は第１図のディスク制御装置のソ
フトウェア構成図、第３図はディスク入出力コマンドの
形式図、第４図はトラックバッファ管理テーブルの構成
図、第５図は第１図のディスク制御装置のＲＥＡＤ処理
の作動のフローチャート、第６図は第１図のディスク制
御装置のＷＲＩＴＥ処理の作動のフローチャート、第７
図は第１図のディスク制御装置の空きエントリを求める
処理の作動のフローチャート、第８図は第７図に示した
空きエントリを求める処理において空きエントリがない
とき使用中のどのエントリを空けるかを決定する方法を
示す概念図、第９図はスケジュールおよびアクセス処理
の作動のフローチャート、第１０図はアクセス順チエイ
ンの概念図、第１１図はアクセス順のスケジュールの例
示図、第１２図は回転待ち防止制御の作動のフローチャ
ート、第１３図はディスクとヘッドの位置の概念図、第
１４図は回転待ち防止制御のタイミング図、第１５図は
アクセスするデータサイズと回転待ち時間の特性図、第
１６図は第１図のディスク制御装置を含む計算機システ
ムの構成図、第１７図は仮想メモリ管理方式の概要図、
第１８図は管理テーブルの概念図である。 （符号の説明） １・・・計算機システム ２・・・処理装置 ６・・・主メモリ ７・・・ディスク制御装置 ８・・ディスク装置 ２１・・・応用プログラム ２３・・・オペレーティングシステム ２４・・・メモリ管理プログラム ２５・・・仮想メモリ空間 ３１・・・管理テーブル ６０１・・・ＣＰＵ ６０２・・・メモリ ６０３・・セクタ検出回路 ６０６・・トラックバッファ ６０７・・・ディスクインタフェース回路６０８・・・
ホストインタフェース回路７０１・・・ホストインタフ
ェースブロック７０４・・・トラックバッファ管理ブロ
ック７０５・・・データ転送制御ブロック ７０６・・・ディスクインタフェースブロック７０７・
・・回転待ち防止制御ブロック。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、処理装置のディスク装置へのアクセスを制御するデ
   ィスク制御方式であって、 ディスクが１回転でアクセスできるトラッ ク単位またはシリンダ単位より小さなサイズのページ単
   位を基準として処理装置からのアクセスを受け付け、 前記ページ単位を基準としたアクセスを前 記トラック単位またはシリンダ単位を基準としたアクセ
   スに変換し、 前記トラック単位またはシリンダ単位を基 準としてディスク装置にアクセスする ことを特徴とするディスク制御方式。 ２、処理装置のディスク装置へのアクセスを制御するデ
   ィスク制御装置であって、 ディスクが１回転でアクセスできるトラッ ク単位またはシリンダ単位より小さなサイズのページ単
   位を基準として処理装置からのアクセスを受け付けるホ
   ストインタフェース手段と、 前記トラック単位またはシリンダ単位でデ ータを記憶しうる複数のエントリを有するバッファ手段
   と、 前記バッファ手段を用いて前記ページ単位 を基準としたアクセスを前記トラック単位またはシリン
   ダ単位を基準としたアクセスに変換する管理手段と、 前記トラック単位またはシリンダ単位を基 準としてディスク装置にアクセスするディスクインタフ
   ェース手段と を具備したことを特徴とするディスク制御装置。 ３、ディスクが１回転でアクセスできるトラック単位ま
   たはシリンダ単位の２以上について続けてディスク装置
   にアクセスするとき、ディスク装置のヘッドのトラック
   間またはシリンダ間の移動を最小とするように前記２以
   上のトラック単位またはシリンダ単位のアクセス順をス
   ケジュールすることを特徴とするディスク制御方式。 ４、ディスクが１回転でアクセスできるトラック単位ま
   たはシリンダ単位の２以上についてのディスク装置への
   アクセスを蓄積するバッファ手段と、 ディスク装置のヘッドのトラック間または シリンダ間の移動を最小とするように前記蓄積した２以
   上のトラック単位またはシリンダ単位のアクセスをスケ
   ジュールするスケジュール手段と を具備したことを特徴とするディスク制御装置。 ５、ディスクが１回転でアクセスできるトラック単位ま
   たはシリンダ単位内の連続した領域にアクセスするとき
   、ディスク装置のヘッドが前記領域の途中にあってもア
   クセスを開始して前記領域の最後までアクセスし、次い
   で前記領域の最初からアクセスを開始して前記領域の途
   中までアクセスすることを特徴とするディスク制御方式
   。 ６、ディスクが１回転でアクセスできるトラック単位ま
   たはシリンダ単位内のアクセスしたい連続領域内にディ
   スク装置のヘッドが存在していないか存在しているかを
   検出するヘッド位置検出手段と、 前記連続領域内にヘッドが存在していない ときには前記連続領域の最初までアクセスを持ち、次い
   で前記連続領域の最初からアクセスを開始して前記連続
   領域の最後までアクセスする回転待ちアクセス手段と、 前記連続領域内にヘッドが存在していると きには直にアクセスを開始して前記連続領域の最後まで
   アクセスし、次いで前記連続領域の最初からアクセスを
   開始して未だアクセスしていない前記連続領域の部分に
   アクセスする回転待ち防止アクセス手段と を具備したことを特徴とするディスク制御装置。