JPH0651913A

JPH0651913A - 磁気ディスク装置

Info

Publication number: JPH0651913A
Application number: JP4202532A
Authority: JP
Inventors: Atsushi Fujimoto; 敦藤本
Original assignee: Matsushita Electric Industrial Co Ltd
Current assignee: Panasonic Holdings Corp
Priority date: 1992-07-29
Filing date: 1992-07-29
Publication date: 1994-02-25

Abstract

(57)【要約】【目的】ディスクキャッシュへのライトミスまたはリ
ードミスによって磁気ディスクアレイへのキャッシュエ
ントリの書き戻しが発生した際に、ヘッドの移動量が最
少となるように書き戻しエントリを決定し、高速アクセ
スすることを可能とする磁気ディスク装置を提供するこ
とを目的とする。【構成】複数の磁気ディスクを配した磁気ディスクア
レイ部１０３と、各磁気ディスクを制御する磁気ディス
ク制御部１０４と、各磁気ディスクのデータの一部をコ
ピーして保持するディスクキャッシュ部１０５と、ライ
トバック方式で該ディスクキャッシュ部１０５を制御す
るディスクキャッシュ制御部１０６とを備える一方、前
記ディスクキャッシュ部１０５から各磁気ディスクへデ
ータを書き戻す際に、ヘッドの移動量が最少になるよう
に書き戻しエントリを決定するヘッド移動量計算部１０
７を備えたことを特徴とする磁気ディスク装置１０２。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ディスクキャッシュ部
を持つ磁気ディスク装置の改良に関する。

【０００２】

【従来の技術】一般に、磁気ディスク装置は、アクセス
速度とデータ転送速度の面で優れ、オンラインのファイ
ル記憶装置として使用される外部記憶装置の中でもその
中核をなしている。また、かかる磁気ディスク装置の入
出力制御部などに別にメモリが用意され、ディスク上の
データの一部をこのメモリに展開するといったことが行
われている。この種のメモリのことをディスクキャッシ
ュという。ディスクキャッシュにアクセス対象となるデ
ータが存在する場合には、ＤＡＳＤ（即ち、直接アクセ
ス装置。ここでは、磁気ディスク装置のこと）に直接ア
クセスしないので、入出力動作に要する時間としてはチ
ャンネルの転送時間のみとなり、入出力の効率は大幅に
向上される。近年、ホストマシンからのアクセスを高速
化する目的で、このようなディスクキャッシュを持った
磁気ディスク装置が増えてきている。以下図面を参照し
ながら、この種の磁気ディスク装置の一例について説明
する。

【０００３】図７は、ディスクキャッシュ部を持つ磁気
ディスク装置の基本的構成を示すブロック図である。図
７において、７０１は磁気ディスク装置にデータをリー
ドまたはライトするホストマシン、７０２は磁気ディス
ク装置（図中、破線で囲む内部の構成をとる）、７０３
は複数の磁気ディスクを配した磁気ディスクアレイ部、
７０４は各磁気ディスクを制御する磁気ディスク制御
部、７０５は磁気ディスクのデータの一部をコピーして
保持し、ホストマシン７０１からの高速アクセスを可能
とするディスクキャッシュ部、７０６はライトバック方
式のディスクキャッシュ制御部、７０７はディスクキャ
ッシュデータ（ディスクキャッシュ部７０５に保持され
たデータのこと）を磁気ディスクに書き戻す際に、どの
データを書き戻すかを決定するＬＲＵ制御部である。

【０００４】ここで、ライトバック方式とは、ディスク
キャッシュ部７０５へのデータの書込みがあった場合
に、すぐには磁気ディスクにそのデータを書き戻さず
に、書き戻すことが必要となった時期に書き戻すという
ライト方式のことである。また、ＬＲＵ制御とは、ディ
スクキャッシュ部７０５へ書きこまれたデータの内で、
最も古くアクセスされたデータから順に書き戻してゆく
という制御のことである。

【０００５】以上のように構成された磁気ディスク装置
７０２の動作は、次のとおりである。なお、ここでは、
図８、図９、図１０を用い、ホストマシン７０１からデ
ィスクキャッシュ部７０５へのライトミス（即ち、ディ
スクキャッシュ部７０５にアクセスすべきデータが存在
しない状態）が発生した場合における動作について説明
する。

【０００６】図８は、図７に示すディスクキャッシュ部
７０５におけるエントリ構成の例を示す模式図である。
なお、エントリとは、ディスクキャッシュデータを保持
する領域のことである。そして、（ａ）はディスクキャ
ッシュ部７０５に対してライトミスが発生する前におけ
るエントリ状態を、（ｂ）はライトミスが発生した後に
おけるエントリ状態を夫々示す。図で示すように、この
ディスクキャッシュ部７０５は、１〜４の４つのエント
リを持っている。また、各エントリは、磁気ディスクの
データの一部をコピーして保持するデータ部と、該デー
タ部の属性を示すタグ部とから構成されている。更に、
タグ部は、ディスクＮＯと、トラック位置と、セクタ位
置と、ディスクキャッシュデータ及び磁気ディスクデー
タの一致（ここではＣと表示する）、或いは不一致（こ
こではＭと表示する）を示すモディファイビットと、各
エントリのデータ部がホストマシン７０１によってアク
セスされた順序を示すＬＲＵビットとから構成されてい
る。

【０００７】図９及び図１０は、同じく図７に示す磁気
ディスクアレイ部７０３における各磁気ディスクの構成
の例を示す模式図であり、詳しくは、図９はディスクキ
ャッシュ部７０５に対してライトミスが発生する前の状
態における磁気ディスク上のデータ位置及びヘッド位置
を、図１０はディスクキャッシュ部７０５に対してライ
トミスが発生した後の状態における磁気ディスク上のデ
ータ位置及びヘッド位置を夫々示している。図で示すよ
うに、この磁気ディスクアレイ部７０３はディスク１と
ディスク２の２つのディスクからなり、更に、夫々のデ
ィスク１、２は、共に同心円状に同一幅でもって配され
た５つのトラック０〜４から構成されている。ただし、
ここではトラック０をディスクの最外殻部に配し、順に
内方に向かってトラック１、２、３と配し、最内殻部に
はトラック４を配することとする。また、１つのトラッ
クにつき０〜３の４つのセクタ（２本の半径によって区
切られた扇形領域のこと）が設けられている。更に、各
ディスク１、２に対しては、夫々、データをアクセスす
るためのヘッドが１個設けられている。そして、各ディ
スク１、２が、ディスク中心を回転中心として回転し、
各ヘッドがディスクの半径方向に移動するようになって
いる。

【０００８】まず、ライトミス発生前の状態について説
明する。図９で示すように、ディスク１におけるトラッ
ク１、２、３のセクタ１にはデータＡ、Ｂ、Ｃが、同じ
くトラック１のセクタ３にはデータＥが夫々格納されて
いる。また、ディスク２におけるトラック４のセクタ１
にはデータＤが格納されている。更に、夫々のヘッドは
各ディスク１、２におけるトラック０のセクタ０上に位
置している。

【０００９】一方、図８（ａ）で示すように、ディスク
キャッシュ部７０５においては、図９で示したＡ、Ｂ、
Ｃ、Ｄの各データに対応したエントリ１〜４が一旦リー
ドされた後、各データが夫々Ａ’、Ｂ’、Ｃ’、Ｄ’に
書換えられる。この状態では、タグ部におけるモディフ
ァイビットが全てＭとなっている。即ち、ディスク上の
データＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄとディスクキャッシュ上のこれと
対応するデータＡ’、Ｂ’、Ｃ’、Ｄ’とが不一致であ
ることを示している。また、ＬＲＵビットについては、
エントリ４、エントリ２、エントリ３、エントリ１、の
順でアクセスされたことを示している。即ち、この場
合、エントリ４は現時点において、最も古くアクセスさ
れたエントリーとなっている。

【００１０】次に、この状態（ライトミス発生前の状
態）で、ホストマシン７０１から磁気ディスクアレイ部
７０３におけるディスク１、トラック１、セクタ３にデ
ータＥ’をライトしようとすると、ディスクキャッシュ
制御部７０６はディスクキャッシュ部７０５のタグ部を
チェックし、ディスクＮＯと、トラック位置と、セクタ
位置とが一致するエントリを探してそのエントリを書換
えようとするが、この場合、一致するエントリは存在し
ない。つまりライトミスが発生した状態となっている。
そこで、ディスクキャッシュ制御部７０６は、更にモデ
ィファイビットをチェックして、磁気ディスクデータが
一致しており、しかも磁気ディスクに書き戻す必要のな
いエントリを探すが、モディファイビットは先述したよ
うに全てＭであるから、この場合も妥当なエントリは存
在しない。

【００１１】そこで、ディスクキャッシュ制御部７０６
は、存在する４つのエントリ１〜４の中からＬＲＵビッ
トの値が１（即ち、最も古くアクセスされたエントリの
ことである）のエントリ４を選択する。そして、磁気デ
ィスク制御部７０４により、磁気ディスクアレイ部７０
３におけるディスク２、トラック４、セクタ１にディス
クキャッシュデータＤ’が書き戻される。その結果、エ
ントリ４は空状態となる。この際、ヘッドは、ディスク
２に対して、トラック０の位置から半径方向内方に向か
ってトラック４の位置迄移動する（図１０参照）。そし
て、ディスクキャッシュ部７０５のエントリ４には、デ
ィスク１、トラック１、セクタ３に対応してデータＥ’
が書き込まれる。そこで、ＬＲＵ制御部７０７はＬＲＵ
ビットを更新する（図８（ｂ）参照）。その結果、エン
トリ１〜４のアクセス順位としては、エントリ２、エン
トリ３、エントリ１、エントリ４の順位に更新される。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら上記の磁
気ディスク構成では、ディスクキャッシュ部７０５への
ライトミスやリードミスが発生した場合に、ディスクキ
ャッシュ部７０５から磁気ディスクへ書き戻すデータの
エントリをＬＲＵ方式で決めているため、最初のヘッド
位置と、書き戻すために移動した後のヘッド位置との関
係がランダムとなり、ヘッドの移動量を常に最少にする
ことはできない。このため、ディスクキャッシュ部７０
５へのライトミスやリードミスが発生した場合において
は、ホストマシン７０１の磁気ディスクに対するアクセ
ス速度を高速化することができないという問題点があっ
た。

【００１３】本発明は、かかる問題点を解決するために
なされたものであり、ディスクキャッシュへのライトミ
スまたはリードミスによって磁気ディスクへのキャッシ
ュエントリの書き戻しが発生した際に、ヘッドの移動量
が最少となるように書き戻しエントリを決定し、高速ア
クセスすることを可能とする磁気ディスク装置を提供す
ることを目的とする。

【００１４】

【課題を解決するための手段】上記問題点を解決するた
めに本発明にかかる磁気ディスク装置は、複数の磁気デ
ィスクを配した磁気ディスクアレイ部と、各磁気ディス
クを制御する磁気ディスク制御部と、各磁気ディスクの
データの一部をコピーして保持するディスクキャッシュ
部と、ライトバック方式で該ディスクキャッシュ部を制
御するディスクキャッシュ制御部とを備える一方、前記
ディスクキャッシュ部から各磁気ディスクへデータを書
き戻す際に、ヘッドの移動量が最少になるように書き戻
しエントリを決定するヘッド移動量計算部を備えたこと
を特徴としている。

【００１５】

【作用】上記構成によれば、磁気ディスクアレイ部にお
ける各磁気ディスクは、磁気ディスク制御部によって制
御される。また、各磁気ディスクに格納されたデータの
一部は、一旦、ディスクキャッシュ部にコピーされ、そ
こで保持される。かかる制御については、ディスクキャ
ッシュ制御部によって行われる。

【００１６】また、ディスクキャッシュ部に対してライ
トミスやリードミスが発生し、ディスクキャッシュ部か
ら各磁気ディスクヘデータを書き戻す際には、ヘッド移
動量計算部が、ヘッドの移動量を計算し、その移動量が
最少となるように書き戻しエントリを決定する。その結
果、書き戻しに要する時間は大幅に短縮される。

【００１７】

【実施例】以下、本発明にかかる磁気ディスク装置の一
実施例について、図面を参照しながら具体的に説明す
る。図１は本発明にかかる磁気ディスク装置の構成を示
すブロック図である。図１において、１０１は磁気ディ
スク装置にデータをリードまたはライトするホストマシ
ン、１０２は磁気ディスク装置（図中、破線で囲む内部
の構成をとる）、１０３は複数の磁気ディスクを配した
磁気ディスクアレイ部、１０４は各磁気ディスクを制御
する磁気ディスク制御部、１０５は磁気ディスクのデー
タの一部をコピーして保持し、ホストマシン１０１から
の高速アクセスを可能とするディスクキャッシュ部、１
０６はライトバック方式のディスクキャッシュ制御部、
１０７はディスクキャッシュ部１０５から磁気ディスク
へデータを書き戻す際に、ヘッドの移動量が最少になる
ように書き戻しエントリを決定するヘッド移動量計算部
である。

【００１８】以上のように構成された磁気ディスク装置
の動作は次のとおりである。なお、ここではホストマシ
ン１０１からディスクキャッシュ部１０５へのライトミ
スが発生した場合における動作について説明する。図２
は、図１に示すディスクキャッシュ部１０５におけるエ
ントリ構成の例を示す模式図であり、（ａ）はライトミ
ス発生前のエントリ状態を、（ｂ）はライトミス発生後
のエントリ状態を夫々示す。図で示すように、このディ
スクキャッシュ部１０５は、４つのエントリ１〜４を持
っている。また、各エントリ１〜４は、磁気ディスクア
レイ部１０３からのデータの一部をコピーして保持する
データ部と、該データ部の属性を示すタグ部とから構成
されている。更に、タグ部はディスクＮＯと、トラック
位置と、セクタ位置と、キャッシュデータ及び磁気ディ
スクデータの一致（ここではＣと表示する）、或いは不
一致（ここではＭと表示する）を示すモディファイビッ
トとから構成されている。

【００１９】図３及び図４は、図１に示す磁気ディスク
アレイ部１０３における各磁気ディスクの構成の例を示
す模式図であり、詳しくは、図３はディスクキャッシュ
部１０５に対してライトミスが発生する前の状態におけ
る磁気ディスク上のデータ位置及びヘッド位置を、図４
はディスクキャッシュ部１０５に対してライトミスが発
生した後の状態における磁気ディスク上のデータ位置及
びヘッド位置を夫々示す。この磁気ディスクアレイ部１
０３はディスク１と、ディスク２の２つのディスクから
なり、更に夫々のディスク１、２は共に同心円状に同一
幅でもって配された５つのトラック０〜４から構成され
ている。また、１つのトラックにつき、４つのセクタ０
〜３が設けられている。更に、各ディスク１、２に対し
ては、夫々データをアクセスするためのヘッドが１個設
けられている。

【００２０】まず、ライトミス発生前の状態について説
明する。図３で示すように、ディスク１のトラック１、
２、３のセクタ１にはデータＡ、Ｂ、Ｃが、また、トラ
ック１のセクタ３にはデータＥが格納されている。ま
た、ディスク２のトラック４のセクタ１にはデータＤが
格納されている。更に、夫々のヘッドは各ディスク１、
２におけるトラック０上に位置している。

【００２１】一方、図２（ａ）で示すように、ディスク
キャッシュ部１０５においては、図３で示したＡ、Ｂ、
Ｃ、Ｄの各データに対応したエントリ１〜４が一旦リー
ドされた後、各データがそれぞれデータＡ’、Ｂ’、
Ｃ’、Ｄ’に書換えられる。この状態では、タグ部にお
けるモディファイビットが全てＭとなっている。即ち、
磁気ディスク上のデータＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄとディスクキャ
ッシュ上のこれと対応するデータＡ’、Ｂ’、Ｃ’、
Ｄ’とが不一致であることを示している。

【００２２】次に、この状態（ライトミス発生前の状
態）で、ホストマシン１０１から磁気ディスクアレイ部
１０３におけるディスク１、トラック１、セクタ３にデ
ータＥ’をライトしようとすると、ディスクキャッシュ
制御部１０６はディスクキャッシュ部１０５のタグ部を
チェックし、ディスクＮＯと、トラック位置と、セクタ
位置とが一致するエントリを探してそのエントリを書換
えようとするが、この場合、一致するエントリは存在し
ない。つまり、ライトミスである。そこで、ディスクキ
ャッシュ制御部１０６は、更にモディファイビットをチ
ェックして、磁気ディスクデータが一致しており、しか
も磁気ディスクに書き戻す必要のないエントリを探す
が、モディファイビットは先述したようにＭであるか
ら、この場合も妥当なエントリは存在しない。

【００２３】そこで、ディスクキャッシュ制御部１０６
は、ヘッド移動量計算部１０７を用いて存在する４つの
エントリの中からヘッドの移動量が最少になるように、
書き戻しエントリとしてエントリ１を決定する。即ち、
この場合、ヘッドの現在位置（トラック０のセクタ０の
位置）から、その移動方向（半径方向）における最少ヘ
ッド移動量となるトラック１のセクタ０の位置にヘッド
が移動するように、エントリ１が決定される（図４参
照）。

【００２４】図５は、ホストマシンから磁気ディスク装
置にデータをライトする手順を示すフローチャートであ
る。即ち、ヘッドの移動量を計算して書き戻しエントリ
を決定した後、決定したエントリにデータをライトする
ための具体的な手順を示している。先ず、磁気ディスク
装置１０２のディスクキャッシュ部１０５に、トラック
セクタが同一であるエントリが存在するか否かの検出が
行われ（Ｓ１）、存在しない場合（Ｓ１においてＮｏの
場合）には、更に、モディファイビットが一致するエン
トリが存在するか否かの検出が行われる（Ｓ２）。そし
て、モディファイビットが一致するエントリが存在しな
い場合（Ｓ２においてＮｏの場合）には、続いてヘッド
移動量の計算が行われる（Ｓ３）。

【００２５】ヘッド移動量の計算方法は、次のとおりで
ある。即ち、ディスクキャッシュ部１０５における各エ
ントリが該当しているトラック位置とヘッドの現在のト
ラック位置とから、各エントリをディスクに書き戻した
際の個々のヘッド移動量が求められる。具体的には、図
６で示すように、個々のエントリ１〜４について、夫々
のヘッド移動量が計算されることになる。即ち、図６
は、本実施例における各エントリとヘッドの移動量の関
係を示す表である。また、エントリ番号とトラック位置
とは、１対１に対応しているから（図２参照）、当然
に、ヘッドの移動量についてもエントリ番号と対応して
いることになる。従って、ヘッドの移動量は、トラック
０に対する移動量を０としたとき、各トラック幅は一定
幅となっているから、単純な算術計算により相対的にト
ラック４に対しては４、トラック３に対しては３、トラ
ック２に対しては２、トラック１に対しては１となる。

【００２６】次に、求めた各ヘッド移動量の中から最少
の移動量となるエントリが選出される（Ｓ４）。この場
合、求めたヘッド移動量のうち、移動量を同じくするエ
ントリが２つ以上あるか否かの検出が行われ（Ｓ５）、
２つ以上ある場合（Ｓ５においてＹｅｓの場合）には、
ディスクＮＯが最小であり、トラック位置が最小である
エントリが書き戻しエントリとして決定される（Ｓ
６）。また、最少の移動量となるエントリが１つだけ存
在する場合（Ｓ５においてＮｏの場合）には、選出した
エントリが書き戻しエントリとして決定される（Ｓ
７）。

【００２７】そして、決定されたエントリがディスクキ
ャッシュ部１０５に書き戻される（Ｓ８）。そこで、書
き戻されたエントリに対して、データがライトされる
（Ｓ９）。即ち、先述したように、本実施例では、ヘッ
ドの現在のトラック位置０に対してヘッド移動量が最少
となるエントリ１が書き戻しエントリとして決定され
る。そして、エントリ１のディスクキャッシュデータ
Ａ’が磁気ディスク制御部１０４によって磁気ディスク
アレイ部１０３のディスク１、トラック１、セクタ１に
書き戻される。その結果、エントリ１は空状態となる。
この際、ヘッドは上述したように、トラック１上に移動
する（図４参照）。そしてディスクキャッシュ部１０５
のエントリ１に、ディスクＮＯ１、トラック位置１、セ
クタ位置３に対応して、データＥ’が書き込まれる。そ
して、ディスクキャッシュ部１０５は図２（ｂ）が示す
状態に、磁気ディスクアレイ部１０３は図４が示す状態
になる。

【００２８】

【発明の効果】以上の本発明によれば、ディスクキャッ
シュ部を持つ磁気ディスク装置において、ディスクキャ
ッシュへのライトミスまたはリードミスによって磁気デ
ィスクアレイへのキャッシュエントリの書き戻しが発生
した際に、ヘッド移動量計算部が、ヘッドの移動量が最
少になるように書き戻しエントリを決定するので、書き
戻しに要する時間は大幅に短縮される。従って、ホスト
マシンから磁気ディスク装置へのアクセスを、より一層
高速化することができるようになる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明にかかる磁気ディスク装置の構成を示す
ブロック図である。

【図２】図１に示すディスクキャッシュ部におけるエン
トリ構成の例を示す模式図である。

【図３】同じく図１に示すディスクキャッシュ部に対し
てライトミスが発生する前の状態における磁気ディスク
上のデータ位置及びヘッド位置を示す模式図である。

【図４】同じく図１に示すディスクキャッシュ部に対し
てライトミスが発生した後の状態における磁気ディスク
上のデータ位置及びヘッドの位置を示す模式図である。

【図５】ホストマシンから磁気ディスク装置にデータを
ライトする手順を示すフローチャートである。

【図６】本実施例における各エントリとヘッドの移動量
の関係を示す表である。

【図７】ディスクキャッシュ部を持つ磁気ディスク装置
の基本的構成を示すブロック図である。

【図８】図７に示すディスクキャッシュ部におけるエン
トリ構成の例を示す模式図である。

【図９】同じく図７に示すディスクキャッシュ部に対し
てライトミスが発生する前の状態における磁気ディスク
上のデータ位置及びヘッド位置を示す模式図である。

【図１０】同じく図７に示すディスクキャッシュ部に対
してライトミスが発生した後の状態における磁気ディス
ク上のデータ位置及びヘッドの位置を示す模式図であ
る。

【符号の説明】

１０１ホストマシン１０２磁気ディスク装置１０３磁気ディスクアレイ部１０４磁気ディスク制御部１０５ディスクキャッシュ部１０６ディスクキャッシュ制御部１０７ヘッド移動量計算部

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数の磁気ディスクを配した磁気ディス
クアレイ部と、各磁気ディスクを制御する磁気ディスク
制御部と、各磁気ディスクのデータの一部をコピーして
保持するディスクキャッシュ部と、ライトバック方式で
該ディスクキャッシュ部を制御するディスクキャッシュ
制御部とを備える一方、前記ディスクキャッシュ部から各磁気ディスクへデータ
を書き戻す際に、ヘッドの移動量が最少になるように書
き戻しエントリを決定するヘッド移動量計算部を備えた
ことを特徴とする磁気ディスク装置。