JPH064226A - 外部記憶装置 - Google Patents

外部記憶装置

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Publication number
JPH064226A
JPH064226A JP4164854A JP16485492A JPH064226A JP H064226 A JPH064226 A JP H064226A JP 4164854 A JP4164854 A JP 4164854A JP 16485492 A JP16485492 A JP 16485492A JP H064226 A JPH064226 A JP H064226A
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JP
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access frequency
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JP4164854A
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Inventor
Akio Momoo
章生 桃尾
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JFE Steel Corp
Original Assignee
Kawasaki Steel Corp
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Publication date
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Abstract

(57)【要約】 【目的】 光ディスクの交換発生をも含めた平均アクセ
ス時間を短縮する。 【構成】 外部記憶装置10は、複数の光ディスクを有
し大きな記憶容量を備えている。ホスト50からのアク
セスの際には、アドレス対応表12を用いながらデータ
キャッシュ記憶装置18を用いたデータキャッシュが行
われる。このデータキャッシュの際に用いられるアクセ
ス頻度表14は、前記複数の光ディスクのブロックアド
レス毎にそのデータアクセス頻度が記憶されている。ア
クセス頻度更新手段40は、前記ブロックアドレス毎の
前記アクセス頻度表14の頻度データの値を、前記ホス
ト50からのそのブロックアドレスへのアクセス毎にイ
ンクリメントすると共に、所定タイミング毎に前記アク
セス頻度表14の全頻度データの値それぞれを、所定演
算で小さくし、最適化する。

Description

【発明の詳細な説明】
【0001】
【産業上の利用分野】本発明は、複数の光ディスクを格
納する格納棚と、光ディスクアクセス装置と、前記格納
棚と前記光ディスクアクセス装置との間で光ディスクを
搬送する搬送機構とを備えた集合型光ディスク装置を用
いた外部記憶装置に係り、特に、光ディスクの交換発生
をも含めた平均アクセス時間を短縮することができる外
部記憶装置に関する。
【0002】
【従来の技術】光ディスク装置は、計算機の外部記憶装
置として最も多く使用されているハードディスク装置と
比較して、記録媒体を交換できること、非接触記録
方式のためクラッシュの危険性が低いこと、ディスク
の長寿命性を期待できること、記憶容量が大きいこ
と、など多くの利点を有している。
【0003】又、複数の光ディスク(記憶媒体)を格納
する格納棚と光ディスクを搬送する搬送機構とを用い、
光ディスクに記憶されているデータをアクセスする光デ
ィスクアクセス装置に取り付けられる光ディスクを自動
的に交換することにより、記憶容量の増加が図られてい
る。
【0004】なお、取り付けられた光ディスクのデータ
を再生又は記録の少なくとも一方をすることができる装
置を、以降、光ディスクアクセス装置と呼ぶ。又、複数
の光ディスクを格納する格納棚と、光ディスクアクセス
装置と、前記格納棚と前記光ディスクアクセス装置との
間で光ディスクを搬送する搬送機構とを備え、複数の光
ディスクを自動的にアクセスすることのできる光ディス
ク装置を、以降、集合型光ディスク装置と呼ぶ。又、前
記搬送機構等を用いた前記光ディスクアクセス装置に取
り付けられている光ディスクの交換や搬送等の動作を、
以降、交換動作あるいは単に交換と呼ぶ。又、これに要
する時間を、交換時間と呼ぶ。
【0005】
【発明が達成しようとする課題】しかしながら、このよ
うな集合型光ディスク装置を用いた外部記憶装置におい
ては、所定数のデータであるブロックを複数頻繁にアク
セスする際、これら複数ブロックが互いに異なる光ディ
スクにある場合には、光ディスクの搬送や交換が頻繁に
発生し、平均アクセス時間が極めて長くなってしまうと
いう問題がある。
【0006】一般的なハードディスクの平均アクセス時
間は、数十msec程度である。又、取り付けられている光
ディスクのみをアクセスする際の光ディスク装置の平均
アクセス時間は、100msec程度である。これに比較し
て、前記複数の光ディスクをアクセスする光ディスク装
置において、光ディスクの交換時間は10秒以上かかる
場合がある。
【0007】従って、複数の光ディスクを格納する格納
棚や光ディスクを搬送する搬送機構が同じであっても、
光ディスクの交換発生頻度が増加すると、合計アクセス
時間は増大してしまう。
【0008】本発明は、前記従来の問題点を解決するべ
くなされたもので、光ディスクの交換発生をも含めた平
均アクセス時間を短縮することができる、光ディスク装
置を提供することを目的とする。
【0009】
【課題を達成するための手段】本発明は、複数の光ディ
スクを格納する格納棚と、光ディスクアクセス装置と、
前記格納棚と前記光ディスクアクセス装置との間で光デ
ィスクを搬送する搬送機構とを備えた集合型光ディスク
装置を用いる外部記憶装置において、連続した光ディス
クアドレスの所定数のデータであるブロック単位で、前
記集合型光ディスク装置のキャッシュメモリとして用い
られるデータキャッシュ記憶装置と、光ディスク上のア
ドレスと該データキャッシュ記憶装置に記憶されている
ブロックのキャッシュ記憶装置上のアドレスとを記録し
た対応表と、前記集合型光ディスク装置で用いられる光
ディスクについて前記ブロック単位で割付けたブロック
アドレス毎に、ホストからのデータアクセス頻度を記録
するアクセス頻度表と、前記ブロックアドレス毎の前記
アクセス頻度表の頻度データの値を、前記ホストからの
そのブロックアドレスへのアクセス毎にインクリメント
すると共に、所定タイミング毎に前記アクセス頻度表の
全頻度データの値それぞれを、所定演算で小さくするア
クセス頻度更新手段とを備えたことにより、前記課題を
達成したものである。
【0010】更に、前記アクセス頻度更新手段を、前記
ブロックアドレス毎の前記アクセス頻度表の頻度データ
の値を、ホストからのそのブロックアドレスへのアクセ
ス毎にインクリメントすると共に、前記ホストからのア
クセス回数の当該外部記憶装置全体での合計が一定回数
となる毎に、前記アクセス頻度表の全頻度データの値そ
れぞれから一定値を減算する手段としたことにより、前
記課題を達成したものである。
【0011】
【作用】本発明は、複数の光ディスクをアクセスするこ
とができる集合型光ディスク装置を用いた外部記憶装置
において、平均アクセス時間を短縮するためには光ディ
スクの交換発生頻度を低下させることが重要であること
に着目してなされたものである。このため、本発明の外
部記憶装置においては、ブロック単位でアクセスする
際、ハードディスク装置や不揮発性メモリ等をデータキ
ャッシュ記憶装置として用いている。
【0012】又、本発明においては、このようなデータ
キャッシュ記憶装置の利用効率を向上させて平均アクセ
ス時間をより短縮するために、該データキャッシュ記憶
装置の利用の際用いられるアクセス頻度表のブロックア
ドレス毎の頻度データの更新を、より適切なものにする
ようにしている。該頻度データは、それぞれのブロック
アドレスへの将来のアクセス発生の可能性の度合を、予
測するために用いられている。従って、該予測により適
合した数値となるように、それぞれのブロックアドレス
の頻度データを更新するようにしている。
【0013】図1は、本発明の要旨を示すブロック図で
ある。
【0014】この図1に示されるように、本発明の外部
記憶装置10は、集合型光ディスク装置20と、データ
キャッシュ記憶装置18と、アドレス対応表12と、ア
クセス頻度表14と、該アクセス頻度表14を更新する
アクセス頻度更新手段40とを備えている。又、該外部
記憶装置10は、これら集合型光ディスク装置20及び
データキャッシュ記憶装置18の制御等を行う制御回路
30を有している。該制御回路30は、前記アクセス頻
度更新手段40を備えている。
【0015】この外部記憶装置10は、ホスト50に接
続されている。このホスト50を本発明は限定するもの
ではないが、例えば、ホストコンピュータや種々の制御
装置等である。本発明が適用された外部記憶装置10
は、該ホスト50と別置されることに限定されるもので
はなく、共に組込まれていてもよい。
【0016】前記集合型光ディスク装置20は、複数の
光ディスクを格納する格納棚22と、光ディスクアクセ
ス装置24と、前記格納棚22と前記光ディスクアクセ
ス装置24との間で光ディスクを搬送する搬送機構26
とを備えている。
【0017】なお、前記光ディスクアクセス装置24
は、取り付けられた光ディスクに対するデータの書込み
あるいはデータの読出しの少なくとも一方が可能であれ
ばよい。
【0018】前記データキャッシュ記憶装置18は、前
記ホスト50が、連続した光ディスクアドレスの所定数
毎のデータであるブロック単位でアクセスする際、前記
光ディスクアクセス装置24のキャッシュメモリとして
用いられる。又、前記制御回路30は、このようなキャ
ッシュメモリとしての動作を制御するための回路をも有
している。
【0019】前記アドレス対応表12は、前記ホスト5
0からのアクセスに従って、前記データキャッシュ記憶
装置18をキャッシュメモリとして用いる際に、前記集
合型光ディスク装置20のアクセス対象となるデータの
アドレスと、前記データキャッシュ記憶装置18のアク
セス対象となるデータのアドレスとの対応表となる。該
アドレス対応表12は、前記制御回路30でキャッシュ
メモリとしての制御が行われる際に用いられる。
【0020】前記アクセス頻度表14は、前記集合型光
ディスク装置で用いられる光ディスクについて前記ブロ
ック単位で割付けたブロックアドレス毎に、ホストから
のデータアクセス頻度を記録している。ブロックアドレ
ス毎の該アクセス頻度表の頻度データの値は、前記アク
セス頻度更新手段40により、ホストからのそのブロッ
クアドレスへのアクセス毎にインクリメントされる。
又、該アクセス頻度表の全頻度データの値それぞれは、
所定のタイミング毎に該アクセス頻度更新手段40によ
り、所定演算で小さくされる。
【0021】該所定演算を本発明は限定するものではな
いが、例えば、前記アクセス頻度表の全頻度データの値
それぞれから、所定タイミング毎に一定値を減算する演
算である。あるいは、例えば該所定演算は、前記アクセ
ス頻度表の全頻度データの値それぞれに、所定タイミン
グ毎で“0”以上“1”以下の所定値を乗算する演算で
ある。又、前記所定タイミングを本発明は限定するもの
ではないが、例えば、一定時間経過毎のタイミングであ
る。あるいは、例えば、当該外部記憶装置10の一定通
電時間経過毎のタイミングや、一定運用(使用)時間経
過毎のタイミングである。あるいは、例えば後述する実
施例の如く、ホストからのアクセス回数の当該外部記憶
装置10全体での合計が一定回数となる毎のタイミング
である。
【0022】本発明の前記外部記憶装置10では、前記
アクセス頻度表14のブロックアドレス毎の頻度データ
の更新を、より適切なものにするために、このように所
定タイミング毎に該アクセス頻度表14の全頻度データ
の値それぞれを、所定演算で小さくするようにしてい
る。これにより、過去には沢山アクセスのあったブロッ
クアドレスで、現在アクセスが少なくなり、これにより
将来のアクセスも少ないと予想されるブロックのアクセ
ス頻度をより適正な値に更新することができる。
【0023】図2は、外部記憶装置のある2つのブロッ
ク(ブロックアドレス)のアクセス頻度(実績値)の一
例を示すグラフである。
【0024】この図2においては、あるブロックアドレ
スA1とあるブロックアドレスA2との合計2つのブロ
ックの経過時刻Tに従ったアクセス頻度の実績値が示さ
れている。時刻2.5t までは、ブロックアドレスA1
のアクセス頻度が、ブロックアドレスA2のアクセス頻
度より高い。一方、該時刻2.5t 以降では、これが逆
転して、ブロックアドレスA2のアクセス頻度が、ブロ
ックアドレスA1のアクセス頻度より高くなる。
【0025】図3は、前記ある2つのブロック(ブロッ
クアドレス)のアクセス累積数(実績値)の一例を示す
グラフである。
【0026】この図3においては、前記図2のグラフで
示された前記ブロックアドレスA1と前記ブロックアド
レスA2との合計2ブロックの経過時刻Tに従ったアク
セス頻度の実績値を累積(積分)したものが示されてい
る。ブロックアドレスA1は、時刻2.5t 以降におい
てアクセス頻度(実績値)がゼロとなっているため、ア
クセス累積数は一定となっている。ブロックアドレスA
2は、時刻2t までにおいてはアクセス頻度(実績値)
がゼロとなっているため、アクセス累積数は一定となっ
ている。又、該ブロックアドレスA2は、該時刻2t 以
降でアクセス累積数が増加している。
【0027】図4は、前記のある2つのブロック(ブロ
ックアドレス)のアクセス頻度(予測値)の一例を示す
グラフである。
【0028】この図4においては、前記図2のグラフで
示された前記ブロックアドレスA1と前記ブロックアド
レスA2との合計2ブロックの経過時刻Tに従ったアク
セス頻度の予測値の一例が示されている。この図4に示
される該アクセス頻度の予測値は、所定タイミング毎
(時刻0.5t 毎)に所定演算(一定値の減算)を、前
記図3に示されるアクセス累積数に対して行ったもので
ある。この図4に示される該アクセス頻度の予測値は、
本発明の前記アクセス頻度更新手段40の一例が更新し
て得た、本発明の前記アクセス頻度表14の一例上に書
込まれるデータである。
【0029】前記ブロックアドレスA1は、前記図2及
び図3を用いて前述したとおり時刻2.5t 以降におい
てアクセス頻度の実績値がゼロとなっているため、この
図4の符号A1に示されるとおり、アクセス頻度の予測
値は経過時間に従って減少している。この後も該ブロッ
クアドレスA1の実績値がゼロであれば、そのアクセス
頻度の予測値もゼロに収束する。即ち、該アクセス頻度
の予測値は、そのアクセス頻度の実績値により適合して
いると言える。
【0030】以上、簡単な具体例で示したとおり、本発
明によれば、過去には沢山アクセスのあったブロックア
ドレスで、現在アクセスが少なくなり、これにより将来
のアクセスも少ないと予想されるもののアクセス頻度
(予測値)を適正な値に更新することができる。
【0031】なお、本発明の前記アドレス対応表12
は、前記集合型光ディスク装置20に納められている複
数の光ディスクを同時にキャッシュできるものであれば
よい。本発明は該アドレス対応表12の形態を限定する
ものではなく、該アドレス対応表12で用いられる光デ
ィスクのアドレスは、各光ディスクを区別して各ブロッ
クを区別することができるものであればよい。例えば、
前記アドレス対応表12に用いられるこのような光ディ
スクアドレスは、各光ディスクを区別するために付けら
れた通し番号である光ディスク番号と、それぞれの光デ
ィスク中での各ブロックを区別するために付けられた通
し番号であるブロック番号とで構成してもよい。あるい
は、複数の光ディスクの全ブロックに対して付けられた
通し番号であるブロック番号であってもよい。
【0032】又、前記データキャッシュ記憶装置18に
は、前記光ディスクアクセス装置24に現在取り付けら
れている光ディスクのデータのみがキャッシュデータと
して書込まれるのではない。前記ホスト50からのアク
セスに必要であるものは、異なる光ディスクのデータで
あっても、このデータキャッシュ記憶装置にキャッシュ
データとして書込まれる。即ち、該データキャッシュ記
憶装置18には、一時に、異なる光ディスクのデータが
同時に書込まれている場合もある。又、該データキャッ
シュ記憶装置18にキャッシュデータとして既に書込ま
れているデータである場合には、該データが前記光ディ
スクアクセス装置24に取り付けられている光ディスク
のデータではなくても、前記ホスト50は光ディスクの
交換をすることなく、このデータをアクセスすることが
できる。
【0033】このように、本発明によれば、光ディスク
の交換発生をも含めた平均アクセス時間を短縮すること
ができる。即ち、複数の光ディスクのデータをアクセス
する際の平均アクセス時間を短縮することができる。
【0034】
【実施例】以下、図を用いて本発明の実施例を詳細に説
明する。
【0035】図5は、本発明の実施例のブロック図であ
る。
【0036】この図5においては、本発明が適用された
外部記憶装置のブロック図が示されている。
【0037】本実施例の外部記憶装置は、複数の光ディ
スクを格納し、これらを交換しながらアクセスすること
ができる集合型光ディスク装置20と、該集合型光ディ
スク装置20のキャッシュメモリとして用いられるハー
ドディスク装置18とを有している。ホストからのアク
セスは、1024バイトのブロック単位で行われる。
【0038】又、ホストから前記集合型光ディスク装置
20をアクセスする際、前記ハードディスク装置をキャ
ッシュメモリとして用いる。これは、1024バイトの
前記ブロック単位である。又、このキャッシュの際、制
御回路30はアドレス対応表12を用いる。又、必要に
応じてアクセス頻度表14及びアクセス頻度順位表16
をも用いる。
【0039】該制御回路30は、データキャッシュ制御
回路32と、仮装填決定手段34と、排出決定手段36
と、アクセス頻度更新手段40とを有している。
【0040】前記データキャッシュ制御回路32は、ホ
ストから前記集合型光ディスク装置20へのアクセスの
際、前記ハードディスク装置18をキャッシュメモリと
して用いながら、該アクセスのためのデータ転送制御等
を行う。なお、該データキャッシュ制御回路32の動作
等については、図11〜図14を用いて詳しく後述す
る。
【0041】前記アドレス対応表12では、前記集合型
光ディスク装置20に納められた複数の光ディスクに付
けられた通し番号である光ディスク番号i と、光ディス
ク毎で各ブロックに付けられた通し番号であるブロック
番号j とで構成される、ブロックアドレスi .j 毎のデ
ータテーブルである。前記集合型光ディスク装置20に
納められている光ディスクの枚数をd とし、それぞれの
光ディスクの前記ブロック数をn とすると、ブロックア
ドレスi .j の個数、及び、該アドレス対応表12の前
記ブロックアドレス毎のデータ数は、(d ×n )とな
る。
【0042】又、ブロックアドレスi .j のデータがハ
ードディスク装置18にキャッシュデータとして書込ま
れている場合には、該データが書込まれている該ハード
ディスク装置18のアドレスk が、前記アドレス対応表
12の該ブロックアドレスi.j に対応する項目部分に
このk が書込まれる。
【0043】なお、このハードディスク装置のアドレス
k は、該ハードディスク装置18のキャッシュメモリエ
リアの1024バイト長のブロック毎に付けられた通し
番号である。
【0044】前記アクセス頻度表14は、前記ブロック
アドレスi .j 毎のデータテーブルであり、各データは
アクセス頻度数である。即ち、該アクセス頻度表14
は、(d ×n )個のデータを有している。ホストから当
該外部記憶装置に対してアクセスがあると、このアクセ
スが対象とするブロックアドレスi .j に対応する該ア
クセス頻度表14のデータ(アクセス頻度数)が、前記
アクセス頻度更新手段40によりインクリメント(値を
“1”だけ増加)される(図6を用いて詳しく後述す
る)。
【0045】前記アクセス頻度順位表16は、前記ブロ
ックアドレスi .j 毎の該ブロックアドレスi .j 自体
の値が、それぞれのアクセス頻度数の大きい順に前記ア
クセス頻度更新手順40により書込まれる。即ち、該ア
クセス頻度順位表16は、(d ×n )個のデータを有し
ている。ホストから当該外部記憶装置に対してアクセス
があり、このアクセスが対象とするブロックアドレスi
.j に対応する前記アクセス頻度表14のデータ(ア
クセス頻度数)がインクリメントされると、該アクセス
頻度順位表16も前記アクセス頻度更新手段40より更
新される(図6を用い詳しく後述する)。
【0046】前記仮装填決定手段34は、前記アクセス
頻度表14を用いて、アクセス頻度が高く、且つ、前記
集合型光ディスク装置20にキャッシュデータとして記
憶されていないブロックを有する光ディスクを、前記集
合型光ディスク装置20の仮装填ディスクとして決定す
る手段である。
【0047】又、前記排出決定手段36は、前記集合型
光ディスク装置20中の前記図1に示されるような、光
ディスクアクセス装置に装填されている光ディスクの各
ブロックのデータアクセス頻度を前記アクセス頻度表1
4で調べ、頻度が低い場合にこの光ディスクを排出する
ことを決定する手段である。これは、装填されている該
i 光ディスクの合計n 個のそれぞれのブロックのデータ
アクセス頻度を前記アクセス頻度表14で調べ、得られ
たアクセス頻度中で所定閾値より高いものが全くない場
合には、該第i 光ディスクを排出することを決定する。
【0048】前記仮装填決定手段34と前記排出決定手
段36とは、いずれか一方が用いられる。又、図7〜図
9を用いて後述するブロック入替処理と競合してしまう
場合には、これら仮装填決定手段34による処理と排出
決定手段36による処理は、いずれも停止する。
【0049】これら仮装填決定手段34あるいは排出決
定手段36によれば、ホストからのアクセスの際に前記
集合型光ディスク装置20の光ディスクアクセス装置2
4での光ディスク交換が発生する頻度を減少することが
でき、平均アクセス時間をより短縮することができる。
【0050】図6は、前記実施例の前記アクセス頻度更
新手段で行われるアクセス頻度表更新処理を示すフロー
チャートである。
【0051】この図6においては、前記図5の前記制御
回路30中の前記アクセス頻度更新手段40で行われ
る、前記ホストからのデータアクセスの際に実行される
処理である。又、該アクセス頻度表更新処理は、主とし
て、前記図5で図示された前記アクセス頻度表14や前
記アクセス頻度順位表16の更新を行うというものであ
り、又、前記図5には図示されない、前記アクセス頻度
更新手段40中の装置全体アクセス回数カウンタCTの
値をインクリメント(その値を“1”だけ増加)した
り、リセット(その値を“0”にする)する処理を行
う。
【0052】まず、この図6のフローチャートのステッ
プ110では、前記図5の前記アクセス頻度表14の、
今回のホストからのデータアクセス対象となるブロック
アドレスi .j に該当するアクセス頻度データをインク
リメントする。又、ステップ114では、前記装置全体
アクセス回数カウンタCTをインクリメントする。該装
置全体アクセス回数カウンタCTは、前記ホストからの
データアクセスがあると、そのアクセス対象となるブロ
ックアドレスi .j や、そのアクセスが書込アクセスで
あるか読出アクセスであるかを問わず、アクセスが行わ
れた前記ブロック数分だけインクリメントされる。
【0053】続いてステップ118では、前記装置全体
アクセス回数カウンタCTの値が所定値“20”より大
きいか判定する。該装置全体アクセス回数カウンタCT
の値が20より大きい場合には、次にステップ122へ
と進む。一方、その値が20以下の場合には、「終了」
へと進む。
【0054】この図6のステップ122では、前記アク
セス頻度表14の全頻度データ、即ち全てのブロックア
ドレスi .j の頻度データから、一律に頻度数“10”
を減算する。これにより、全てのブロックアドレスi .
j の頻度データの値が一律に小さくなる。続いてステッ
プ126では、前記装置全体アクセス回数カウンタCT
の値を“0”としてリセットする。
【0055】これらステップ122及びステップ126
の処理が終了すると、次にステップ130において、図
7〜図9を用いて後述する「ブロック入替処理」を行
う。該ステップ130が終了すると、この図6のフロー
チャートに示される全ての処理が終了する。
【0056】図7〜図9は、前記アクセス頻度表更新処
理で呼び出されるブロック入替処理を示すフローチャー
トである。即ち、図7は、該ブロック入替処理を示す第
1のフローチャートである。図8は、該ブロック入替処
理を示す第2のフローチャートである。図9は、該ブロ
ック入替処理を示す第3のフローチャートである。
【0057】これら図7〜図9の一連のフローチャート
で示される処理は、前記図6のフローチャートで示され
る前記アクセス頻度表更新処理での前記ステップ130
の「ブロック入替処理」で呼び出される処理である。こ
れら図7〜図9の一連のフローチャートで示されるブロ
ック入替処理は、前記図6のステップ110及びステッ
プ122等により更新された、前記アクセス頻度表14
の頻度データに基づいて前記アクセス頻度順位表16を
更新すると共に、該更新された該アクセス頻度順位表1
6に基づいて、前記ハードディスク装置18中にデータ
キャッシュされたブロックデータを入れ替える処理とな
っている。
【0058】まず、図7のステップ206において、主
として前記ステップ110及び前記ステップ122にて
更新された前記アクセス頻度表14に基づいて、前記ア
クセス頻度順位表16の更新が行われる。該アクセス頻
度順位表16の更新は、前記アクセス頻度表14に書き
込まれている全ブロックアドレスi .j それぞれの頻度
データを相互に比較し、その値が大きい順に前記ブロッ
クアドレスi .j のアドレス値自体を書き込んでいくと
いうものである。従って、続くステップ210以降で行
われるブロック入替処理は、前記ハードディスク装置1
8中のキャッシュメモリエリアの記憶容量の範囲で、該
アクセス頻度順位表16中での順位が高い(アクセス頻
度が高い)ブロックデータを、前記集合型光ディスク装
置20中の光ディスクから書き込むと共に、該アクセス
頻度順位表16中で順位の低い(アクセス頻度が低い)
ブロックデータを該集合型光ディスク装置20中の該当
する光ディスクのブロックアドレスi .j に戻すという
ものである。
【0059】この図7のフローチャートにおいて、次の
ステップ210では、前記ハードディスク装置18中の
キャッシュメモリエリアに空エリアがあるか否かを判定
する。空エリアがある場合にはステップ214へと進
み、空エリアがない場合は図8のフローチャートのステ
ップ234へと進む。該ステップ210での空エリアの
有無の判定は、前記アドレス対応表12を検索するとい
うものである。
【0060】次にステップ214では、前記アクセス頻
度順位表16で最も先頭の、そのアクセス頻度が最大の
ブロックの前記ブロックアドレスi .j を読み出す。
又、次のステップ218では、該アクセス頻度最大のブ
ロックアドレスi .j のブロックデータが前記ハードデ
ィスク装置18の前記キャッシュメモリエリア上にある
か否かを判定する。これは、該アクセス頻度最大のブロ
ックアドレスi .j を前記アドレス対応表12で検索し
て判定するというものである。該アクセス頻度が最大の
ブロックが、前記キャッシュメモリエリア上にあると判
定された場合には、次にステップ222へと進み、ない
と判定された場合には前記図9のステップ260へと進
む。
【0061】ステップ222では、前記ステップ218
でブロック有りとされた前記ブロックアドレスi .j
が、前記アクセス頻度順位表16中の有効なデータの最
後のものであるか、即ち、該アクセス頻度順位表16の
有効なデータ中でアクセス頻度が最小のブロックとなっ
ているか判定する。該ステップ222で最終ブロックで
はないと判定された場合には、次にステップ226へと
進み、最終ブロックであると判定された場合には前記図
7〜図9で示される一連の処理を全て終了する。ステッ
プ226は、前記ステップ218でブロックがあるかな
いか判定した前記ブロックアドレスi .j の、次にアク
セス頻度が高い前記ブロックアドレスi .j を前記アク
セス頻度順位表16から読み出す。即ち、該ステップ2
26は、前記ステップ222により最終ブロックである
か判定しながら、アクセス頻度が高い順に前記ブロック
アドレスi .j を順次読み出すというものである。
【0062】前記図8のフローチャートにおいて、ま
ず、ステップ234では、前記アクセス頻度順位表16
の有効なデータのうち、最も後端の前記ブロックアドレ
スi .j を読み出す。即ち、該アクセス頻度順位表16
に書き込まれている有効なデータのうち、最もアクセス
頻度が小さい前記ブロックアドレスi .j を読み出す。
【0063】ステップ238は、前記ステップ234あ
るいは後述するステップ250で読み出された前記ブロ
ックアドレスi .j が、最終ブロックであるか、即ち前
記アクセス頻度順位表16において最も先頭であり、そ
のアクセス頻度が最大の前記ブロックアドレスi .j の
ブロックであるかを判定する。該ステップ238で最終
ブロックではないと判定された場合には、次にステップ
242へと進み、一方、最終ブロックであると判定され
た場合には、前記図7〜前記図9で示される一連の処理
を全て終了する。
【0064】ステップ242では、前記ステップ234
で読み出された前記ブロックアドレスi .j のブロック
データ、あるいは後述するステップ250で読み出され
た前記ブロックアドレスi .j のブロックデータが、前
記ハードディスク装置18の前記キャッシュメモリエリ
ア上にあるか否かを判定する。この判定は、対象となる
ブロックデータの前記ブロックアドレスi .j の、前記
アドレス対応表12における検索による判定となる。該
ステップ242にてブロック有りと判定された場合に
は、次にステップ246へと進み、ブロックがないと判
定された場合には、次にステップ250へと進む。
【0065】ステップ246では、アクセス頻度が比較
的小さいにも拘らず、前記ハードディスク装置18中の
前記キャッシュメモリエリア上にあるブロックデータ
を、前記集合型光ディスク装置20中の対応する光ディ
スクのブロックアドレスへと転送する。
【0066】ステップ250では、前記ステップ238
や前記ステップ242で判定した前記ブロックアドレス
i .j のブロックより、次にアクセス頻度が小さいブロ
ックの前記ブロックアドレスi .j を前記アクセス頻度
順位表16から読み出す。該ステップ250では、前記
ステップ238及び前記ステップ242で判定した前記
アクセス頻度順位表16に書き込まれた前記ブロックア
ドレスi .j よりも1つ先頭側(1つアクセス頻度が大
きい側)の前記ブロックアドレスi .j を読み出すとい
うものである。
【0067】次に、前記図9のフローチャートにおい
て、ステップ260では、前記ハードディスク装置18
中の前記キャッシュメモリエリア上に空エリアがあるか
否かを判定する。この空エリアがあるかないかの判定
は、前記アドレス対応表12の検索を行いながら実行す
る。該ステップ260で空エリア有りと判定された場合
には、次にステップ264へと進み、空エリアがないと
判定された場合には、前記図8の前記ステップ234へ
と進む。
【0068】ステップ264では、前記集合型光ディス
ク装置20中の所定の光ディスクのブロックアドレスi
.j のブロックデータを、そのアクセス頻度が高いこ
とにより前記ハードディスク装置18の前記キャッシュ
メモリエリアへと転送する。又、該転送の後には、前記
アドレス対応表12の更新を今回転送されたブロックデ
ータの前記ブロックアドレスi .j に従って行う。該ス
テップ264の次には、前記図7の前記ステップ222
へと進む。
【0069】本実施例の前記アクセス頻度更新手段40
は、前記図6のフローチャートの説明などで以上説明し
たように、前記ブロックアドレスi .j 毎の前記アクセ
ス頻度表14の頻度データの値を、前記ホストからアク
セスされたブロックのブロックアドレスi .j 毎にイン
クリメントすると共に、前記装置全体アクセス回数カウ
ンタCTの値が所定回数“20”となる毎に、前記アク
セス頻度表14中の全頻度データの値それぞれを“1
0”だけ減算するというものである。
【0070】本実施例の外部記憶装置10の運用や該外
部記憶装置10へのホストからのアクセスは、常に一定
とはなっていない。このような場合でも、本実施例の如
く、前記装置全体アクセス回数カウンタCTが所定値と
なる毎に、前記アクセス頻度表14の全頻度データの値
それぞれを所定演算で小さくすることにより、該アクセ
ス頻度表14中のそれぞれの頻度データは、該当するブ
ロックアドレスi .jの将来のアクセス発生の可能性の
度合いに、より適合した数値となる。
【0071】図10は、前記実施例の前記アクセス頻度
表のアクセス頻度(予測値)のデータの一例を示すグラ
フである。
【0072】この図10においては、前記集合型光ディ
スク装置20中のある2つのブロックアドレスi .j の
アクセス頻度(予測値)が示されている。これら2つの
ブロックアドレスi .j のうち、以降、一方を第1のブ
ロックアドレスと称し、他方を第2のブロックアドレス
と称する。該第1のブロックアドレスのアクセス頻度
は、この図10においては符号N10により示されてい
る。又、第2のブロックアドレスのアクセス頻度は、こ
の図10の符号N20にて示されている。なお、この図
10において、符号N11は前記第1のブロックアドレ
スのアクセス頻度累積数(実績値)であり、符号N21
は前記第2のブロックアドレスのアクセス頻度累積数
(実績値)である。
【0073】この図10においては、全時刻全般に亘っ
て前記第1のブロックアドレスへのホストからのアクセ
ス頻度の実績値はゼロであり、従って、該第1のブロッ
クアドレスのアクセス累積数は、この図10の符号N1
1に示されるように一定となっている。一方、この図1
0において前記第2のブロックアドレスへのアクセス頻
度の実績値は、時刻1t 〜2t 及び時刻4t 〜8t で
は、時間1t 当り20となっている。又、時刻2t 〜3
t においては、時間1t 当り40となっている。又、時
刻3t 〜4t では、全くアクセスがなく、そのアクセス
頻度の実績値は零となっている。
【0074】この図10の符号N10に示されるよう
に、ホストからのアクセスがなくなっている第1のブロ
ックアドレスのアクセス頻度(予測値)は、経過時間に
従って減少している。又、該第1のブロックアドレスの
アクセス頻度(予測値)の減少は、この図10の符号N
10に示されるように、経過時間に対して一律とはなっ
ていない。即ち、時刻3t 〜4t において装置全体アク
セス回数が零(前記第1のブロックアドレスへのアクセ
スがないだけでなく、前記第2のブロックアドレスへの
アクセスもない)ときには、前記第1のブロックアドレ
スのアクセス頻度(予測値)の減少は一時的に停止して
いる。従って、本実施例によれば、前記アクセス頻度表
14中のそれぞれの頻度データは、それぞれのブロック
アドレスへの将来のアクセス発生の可能性の度合いによ
り適合した数値となっている。
【0075】以下、図11〜図14を用いて、本実施例
のホストからのアクセス時の動作を、キャッシュデータ
の有無やキャッシュエリアの空きの有無について場合分
けして説明する。
【0076】図11は、本実施例でのデータアクセス時
(キャッシュデータ有り)の各テーブルのデータ等を示
す線図である。
【0077】この図11においては、ホストからのデー
タアクセス時に、該アクセス対象となるブロックアドレ
スi .j のデータが前記ハードディスク装置18のキャ
ッシュエリアにある場合の、該アクセスされるデータ及
び各テーブルのデータが示されている。
【0078】この図11においては、(a )第i 光ディ
スクのメモリマップ、(b )ハードディスク装置のメモ
リマップ、(c )アクセス頻度表の内容、(d )アドレ
ス対応表のデータ内容が示されている。
【0079】前記(a )第i 光ディスクのメモリマップ
は、前記ホストからのアクセスの対象となる光ディスク
のメモリマップであり、合計d 枚の光ディスクの中の1
枚である。該第i 光ディスクは合計m 個のブロックを有
している。又、該第i 光ディスクの合計m 個のブロック
の中のブロックj が、当該ホストからのアクセスの対象
となるブロックである。
【0080】前記(b )ハードディスク装置のメモリマ
ップは、前記ハードディスク装置18のキャッシュエリ
アのメモリマップである。該キャッシュエリアは、合計
n 個のブロックをキャッシュすることができる。
【0081】前記(c )アクセス頻度表のデータ内容
は、特に、今回アクセスされるアロックアドレスi .j
の部分が示され、このアクセス頻度は“h ”回となって
いる。
【0082】前記(d )アドレス対応表のデータ内容
は、特に、今回アクセスされるブロックアドレスi .j
の部分が示されており、ここで対応されるアドレスは k
1 となっている。
【0083】ホストからブロックアドレスi .j のデー
タアクセス要求があると、まず、アクセス頻度表の該ブ
ロックアドレスi .j の頻度数h をインクリメントす
る。
【0084】次に、アドレス対応表の該ブロックアドレ
スi .j のデータを読出す。このデータから、該ブロッ
クアドレスi .j のデータが格納(キャッシュ)されて
いる場合、即ち、ハードディスク装置のアドレスを見付
け出す。
【0085】この後、該アドレスに従って、ブロックア
ドレスi .j のデータをアクセスする。この図11の場
合、アドレス対応表から読み出されたブロックアドレス
k1から、ハードディスク装置の当該ブロックアドレス
k1 に書込まれているデータa をアクセスする。
【0086】このように、ホストからのデータアクセス
時に、該アクセスされるデータがハードディスク装置に
ある場合には、該ハードディスク装置のアクセス時間の
みでアクセスすることができる。この場合、第i 光ディ
スクは前記集合型光ディスク装置20の前記光ディスク
アクセス装置24に取付けられている必要はない。
【0087】図12は、本実施例でのデータアクセス時
(キャッシュデータ無し、空きキャッシュエリア有り)
の各テーブルのデータ等を示す線図である。
【0088】この図12においては、ホストからブロッ
クアドレスi .j のデータアクセス時、前記ハードディ
スク装置18のキャッシュエリアに当該データが無い
が、空きキャッシュエリアは有る場合が示されている。
【0089】この図12において、ホストからブロック
アドレスi .j のデータアクセス時には、まず、アクセ
ス頻度表の該ブロックアドレスi .j に対応するデータ
h をインクリメントする。
【0090】この後、アドレス対応表の該ブロックアド
レスi .j のデータを読出す。この図12においては、
このとき読出されるデータはブランクである。このこと
から、アクセス対象データがキャッシュされていないこ
とが判定される。即ち、今回のアクセス対象となるブロ
ックアドレスi .j のデータが、ハードディスク装置1
8のキャッシュエリア上に無いことが判定される。
【0091】キャッシュデータ無しが判定されると、第
i 光ディスクのブロックアドレスjが直接アクセスされ
る。この際、該第i 光ディスクが前記集合型光ディスク
装置20の前記光ディスクアクセス装置24に取付けら
れていない場合には、これを前記格納棚22から取出
し、前記光ディスク搬送機構26等により、該光ディス
クアクセス装置24へと取付ける。
【0092】なお、このアクセス時に前記ハードディス
ク装置18には空きキャッシュエリアがあるので、第i
光ディスクで直接アクセスされたデータはこの空きキャ
ッシュエリア中の所定ブロックに書込まれる。例えば、
この図12の(b )ハードディスク装置のメモリマップ
に示されるようにブロックアドレス k2 に空きがある場
合には、該直接アクセスされたデータがここに書込まれ
る。又、アドレス対応表のブロックアドレスi .j に対
応するデータとして、このアドレス“ k2 ”が書込まれ
る。
【0093】なお、図13は、該データアクセス時の処
理終了後の各テーブルのデータ等を示す線図である。
【0094】図14は、本実施例でのデータアクセス時
(キャッシュデータ無し、空きキヤッシュエリア無し)
の各テーブルのデータ等を示す線図である。
【0095】ホストからのブロックアドレスi .j のデ
ータのアクセス時に、該データがハードディスク18の
キャッシュエリアに無く、又、該ハードディスク装置1
8に空きキャッシュエリアが無い場合には、第i 光ディ
スクに対して直接アクセスする。
【0096】この図14において、ホストからブロック
アドレスi .j に対するアクセスがあると、まず、(c
)アクセス頻度表に示されるように、該ブロックアド
レスi.j に対応するデータh をインクリメントする。
【0097】この後、(d )アドレス対応表の該ブロッ
クアドレスi .j に対応するアドレス(ハードディスク
装置18のブロックアドレス)が参照される。この図1
4に示される如く、参照された該アドレス対応表のデー
タはブランクとなっている。
【0098】この参照されたデータがブランクであるこ
とにより、ホストがアクセスするブロックアドレスi .
j のデータがハードディスク装置18のキャッシュエリ
アに無いことが判定される。
【0099】従って、ブロックアドレスi .j に対する
ホストのアクセスは、第i 光ディスクに対して直接行わ
れる。例えば、該第i 光ディスクが前記集合型光ディス
ク装置20の前記光ディスクアクセス装置24に取付け
られていない場合には、光ディスクの交換が行われる。
【0100】又、前記ハードディスク装置18には空き
キャッシュエリアが無いため、このようなアクセスの
際、アクセスされたブロックアドレスi .j のデータが
該ハードディスク装置18に書込まれることはない。
【0101】以上説明した通り、本実施例によれば、ホ
ストからのアクセスの際に光ディスクの交換が発生する
頻度を減少することができ、平均アクセス時間を短縮す
ることができる。
【0102】即ち、本実施例によれば、次に列挙するよ
うな効果を得ることができる。 (1)ホストからのアクセスに対してハードディスク装
置18をキャッシュメモリとして用いながら行うので、
アクセス時間を短縮することができる。 (2)ハードディスク装置18と集合型光ディスク装置
20との間でのデータの複写は、通常、ホストからのア
クセス要求の無いときに行われる。従って、ホストから
のアクセス要求に対する応答の遅れも生じない。 (3)ホストからのアクセス要求が、前記ハードディス
ク装置18のキャッシュエリアにないデータに対するも
のであっても、この際のアクセス時間は、従来の集合型
光ディスク装置と同等である。
【0103】なお、前記アクセス頻度表14のデータ
は、前記仮装填決定手段34や前記排出決定手段36で
用いられるだけでなく、以下の処理でも用いられる。 (1)前記ハードディスク装置18のキャッシュエリア
上に最新データがあるブロックのうち、アクセス頻度の
低いブロックは、これを集合型光ディスク装置20の該
当アドレスへ複写する。この後、ハードディスク装置1
8のキャッシュエリアの、該ブロックがあった部分は解
放される。 (2)前記ハードディスク装置18に空きキャッシュエ
リアがあって、該ハードディスク装置18のキャッシュ
エリアにはないブロックでアクセス頻度が所定値以上の
ものは、これをハードディスク装置18のキャッシュエ
リアへ複写する。
【0104】なお、上記2種類の処理、及び前記仮装填
決定手段34や前記排出決定手段36で行われる処理
は、ホストから当該外部記憶装置に対するアクセス要求
がないときに行われる。
【0105】
【発明の効果】以上説明した通り、本発明によれば、光
ディスクの交換発生をも含めた平均アクセス時間を短縮
することができるという優れた効果を得ることができ
る。
【0106】前述のように、光ディスクの交換に要する
時間は、同一光ディスクでの平均アクセス時間に比べて
非常に長くなっている。従って、本発明の外部記憶装置
の利用形態によっては、平均アクセス時間を従来に比べ
大幅に短縮することができる。例えば、ある光ディスク
の1つのブロックと別の光ディスクの1つのブロックと
の合計2つのブロックを交互に頻繁にアクセスする場合
には、本発明によれば平均アクセス時間を大幅に短縮す
ることができる。
【図面の簡単な説明】
【図1】本発明の要旨を示すブロック図
【図2】外部記憶装置のある2つのブロック(ブロック
アドレス)のアクセス頻度(実績値)の一例を示すグラ
【図3】前記ある2つのブロック(ブロックアドレス)
のアクセス累積数(実績値)の一例を示すグラフ
【図4】前記ある2つのブロック(ブロックアドレス)
のアクセス頻度(予測値)の一例を示すグラフ
【図5】本発明の実施例のブロック図
【図6】前記実施例の前記アクセス頻度更新手段で行わ
れるアクセス頻度表更新処理を示すフローチャート
【図7】前記アクセス頻度表更新処理で呼び出されるブ
ロック入替処理を示す第1のフローチャート
【図8】前記アクセス頻度表更新処理で呼び出されるブ
ロック入替処理を示す第2のフローチャート
【図9】前記アクセス頻度表更新処理で呼び出されるブ
ロック入替処理を示す第3のフローチャート
【図10】前記実施例の前記アクセス頻度表のアクセス
頻度(予測値)のデータの一例を示すグラフ
【図11】前記実施例でのアクセス時(キャッシュデー
タ有り)の各テーブルのデータ等を示す線図
【図12】前記実施例でのアクセス時(キャッシュデー
タ無し、空きキャッシュエリア有り)の各テーブルのデ
ータ等を示す線図
【図13】前記アクセス時(キャッシュデータ無し、空
きキャッシュエリア有り)に対する処理終了後の各テー
ブルのデータ等を示す線図
【図14】前記実施例でのアクセス時(キャッシュデー
タ無し、空きキャッシュエリア無し)の各テーブルのデ
ータ等を示す線図
【符号の説明】
10…外部記憶装置 12…アドレス対応表 14…アクセス頻度表 16…アクセス頻度順位表 18…データキャッシュ記憶装置(ハードディスク装
置) 20…集合型光ディスク装置 22…格納棚 24…光ディスクアクセス装置 26…光ディスク搬送機構 30…制御回路 32…データキャッシュ制御回路 34…仮装填決定手段 36…排出決定手段 40…アクセス頻度更新手段 50…ホスト(ホストコンピュータ等) i …光ディスクの番号 j …光ディスクのブロック番号 m …光ディスクのブロック数 k1 、 k2 …ハードディスク装置のブロック番号 n …ハードディスク装置のブロック数 i .j …ブロックアドレス h …アクセス頻度の値 a …アクセスされるデータ

Claims (2)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項1】複数の光ディスクを格納する格納棚と、光
    ディスクアクセス装置と、前記格納棚と前記光ディスク
    アクセス装置との間で光ディスクを搬送する搬送機構と
    を備えた集合型光ディスク装置を用いる外部記憶装置に
    おいて、 連続した光ディスクアドレスの所定数のデータであるブ
    ロック単位で、前記集合型光ディスク装置のキャッシュ
    メモリとして用いられるデータキャッシュ記憶装置と、 光ディスク上のアドレスと該データキャッシュ記憶装置
    に記憶されているブロックのキャッシュ記憶装置上のア
    ドレスとを記録した対応表と、 前記集合型光ディスク装置で用いられる光ディスクにつ
    いて前記ブロック単位で割付けたブロックアドレス毎
    に、ホストからのデータアクセス頻度を記録するアクセ
    ス頻度表と、 前記ブロックアドレス毎の前記アクセス頻度表の頻度デ
    ータの値を、前記ホストからのそのブロックアドレスへ
    のアクセス毎にインクリメントすると共に、所定タイミ
    ング毎に前記アクセス頻度表の全頻度データの値それぞ
    れを、所定演算で小さくするアクセス頻度更新手段とを
    備えたことを特徴とする外部記憶装置。
  2. 【請求項2】請求項1において、前記アクセス頻度更新
    手段が、 前記ブロックアドレス毎の前記アクセス頻度表の頻度デ
    ータの値を、ホストからのそのブロックアドレスへのア
    クセス毎にインクリメントすると共に、前記ホストから
    のアクセス回数の当該外部記憶装置全体での合計が一定
    回数となる毎に、前記アクセス頻度表の全頻度データの
    値それぞれから一定値を減算する手段であることを特徴
    とする外部記憶装置。
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Cited By (2)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
WO2010010801A1 (ja) 2008-07-24 2010-01-28 新日本製鐵株式会社 無方向性電磁鋼鋳片及びその製造方法
JPWO2013094047A1 (ja) * 2011-12-21 2015-04-27 富士通株式会社 管理装置、管理プログラムおよび管理方法

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WO2010010801A1 (ja) 2008-07-24 2010-01-28 新日本製鐵株式会社 無方向性電磁鋼鋳片及びその製造方法
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