JPH07261938A - 記憶制御方法及びそれを用いた圧縮機能付きディスクシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】論理ブロックを複数個並べた一連のデータを、
ディスク記憶媒体上のサイズ固定の複数の物理データブ
ロックに格納するとき、納効率が良く、一つの論理デー
タブロックを読むのに最低限のシークや回転待ちで済む
記憶制御方法を提供する。 【構成】複数の論理ブロック２１０からなる論理ブロッ
クグループ２２０と、複数の物理ブロック２３０からな
る物理ブロックグループとを１対１に対応付ける。一つ
の論理ブロックの圧縮データをディスクに格納する際、
その圧縮データの容量に応じて、１個ないし複数個の物
理ブロックを確保して、この物理ブロックに格納する。
この物理ブロックは、可能であれば、当該論理ブロック
の属する論理ブロックグループに対応付けられた物理ブ
ロックグループの中から選ぶ。でなければ、隣接する物
理ブロックグループを含めてこれらの物理ブロックグル
ープの中から選ぶ。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、計算機の論理アドレス
を物理アドレスに対応付ける記憶制御方法とそれを用い
た記憶装置システムに係り、特に記憶効率と応答性能を
重視した記憶制御方法と、それを用いた圧縮機能を有す
る圧縮機能付きディスクシステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータシステムでは、ディスク容
量を有効に使うため、データを圧縮してディスクに格納
することがあり、次に示すような技術が知られている。

【０００３】下記の文献［１］は、データ圧縮機能とラ
イトバック機能を有するディスクアレイサブシステムに
ついて述べている。このディスクアレイサブシステムで
は、ホストインターフェースとキャッシュメモリとの間
にデータ圧縮部を持ち、ホストコンピュータから送られ
てくるライトデータを圧縮し、圧縮したライトデータを
キャッシュメモリに格納する。ライトデータのディスク
への格納は、ライトアクセスの順序に、データを追記形
式で格納する。

【０００４】文献［１］：ＣＧＳ ＧＲＯＵＰ：Ｔｈｅ
Ｅｖａｌｕａｔｏｒ Ｓｅｒｉｅｓ， Ａｎ Ａｎａ
ｌｙｓｉｓ Ｏｆ Ｔｈｅ ＳｔｏｒａｇｅＴｅｋ Ｉ
ｃｅｂｅｒｇ ９２００ Ｓｔｏｒａｇｅ Ｓｙｓｔｅ
ｍ， ＥＳ−０００３−０，Ｍａｒｃｈ １９９２，２
−９．（シージーエスグループ：ザ エバルエーター
シリーズ、アン アナリシス オブ ザ ストレージテ
ック アイスバーグ ９２００ ストレージ システ
ム） また、特開平５−１８９１５７公報においては、圧縮機
能を有するディスクのデータ格納方法について述べてい
る。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】上記文献［１］に記載
ののディスクアレイサブシステムにおけるアドレスマッ
プ方法を用いた場合、論理アドレスの持つ連続性を考慮
せずに追記形式で格納するため、論理アドレス上連続し
た長いデータをアクセスするときには多くのシークや回
転待ちが発生してしまい、効率良くシーケンシャルリー
ド時の先読みができないという問題がある。

【０００６】また、上記特開平５−１８９１５７号公報
に記載のようにディスクシステムに圧縮機能を持たせた
場合、次のような問題が生ずる。

【０００７】すなわち、同じ長さのデータを圧縮して
も、データの内容により、圧縮率が変化することがある
ため、ディスク上のデータの更新時に、更新データの圧
縮率が以前より低くなり、ディスク上の元の位置に格納
できなくなる場合がある。特開平５−１８９１５７で
は、こうしたデータによる圧縮率の変化に対応するため
に、圧縮データの格納領域として固定サイズ格納エリア
とオーバーフロー部格納エリアを用意し、通常の圧縮デ
ータは固定サイズ格納エリアに格納するが、圧縮率が低
く固定サイズ格納エリアに格納できないデータに対し、
固定サイズ格納エリアに入らない部分をオーバーフロー
部格納エリアに格納することにより、圧縮されたデータ
のサイズの変動の問題に対応している。しかし、このデ
ータ格納方法を用いた場合、圧縮率の低いデータへは少
なくとも２回のヘッド位置付けを要するディスクアクセ
スが発生するため、応答時間が長くなってしまうという
問題がある。

【０００８】本発明の第１の目的は、ディスク記憶媒体
を用いたディスク記憶装置の制御において、論理ブロッ
クを複数個並べた一連のデータを、ディスク記憶媒体上
のサイズ固定の複数の物理データブロックに格納すると
き、納効率が良く、一つの論理データブロックを読むの
に最低限のシークや回転待ちで済む記憶制御方法および
システムを提供することである。

【０００９】本発明の第２の目的は、圧縮機能付きディ
スクシステムにおいて、ディスク上の特定の領域へ圧縮
率の低いデータが集中しても、ディスク満杯やライト不
可能になりにくい記憶制御方法およびシステムを提供す
ることである。

【００１０】本発明の第３の目的は、圧縮機能を有し、
ホストコンピュータの指定する論理アドレスと、実際の
ディスク上の物理アドレスがある領域の範囲内で異なる
ことを許すディスクシステムにおいて、ホストコンピュ
ータ指定のライト領域に未使用部分が不足した場合など
で、他の領域の未使用部分を割り当てた時にも応答時間
の劣化を抑える記憶制御方法およびシステムを提供する
ことである。

【００１１】本発明の第４の目的は、圧縮機能を持たな
いディスクシステムと比較して、リードの応答時間がそ
れほど長くならないようなデータ圧縮機能を持つディス
クの制御方法およびシステムを提供することである。

【００１２】本発明の第５の目的は、圧縮機能付きディ
スクシステムにおける、シーケンシャルリード時の性能
の良い先読み機能を実現する記憶制御方法およびシステ
ムを提供することである。

【００１３】本発明の第６の目的は、ホストコンピュー
タの指定する論理アドレスと、実際のディスク上の物理
アドレスが異なることを許すディスクシステムにおい
て、ディスク上の空き領域が多くの箇所に分散して存在
することをできるだけ防ぐ記憶制御方法を提供すること
である。

【００１４】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明による記憶制御方法は、上位装置から見える
論理アドレスにより管理される論理ブロックのデータを
圧縮し、該圧縮されたデータを、物理アドレスにより管
理される物理ブロックのデータとしてディスク記憶装置
に格納する記憶制御方法であって、前記物理ブロックの
容量を前記論理ブロックの容量より小さく設定し、連続
する複数個の論理ブロックで論理ブロックグループを形
成し、連続する複数個の物理ブロックで物理ブロックグ
ループを形成し、該物理ブロックグループと前記論理ブ
ロックグループとを１対１に対応付け、一つの論理ブロ
ックを、その圧縮データの容量に応じて、当該論理ブロ
ックの属する論理ブロックグループに対応付けられた物
理ブロックグループ内の１個または複数個の物理ブロッ
クに割り当て、該１個または複数個の物理ブロックに前
記圧縮データを格納するようにしたものである。

【００１５】この方法において、好ましくは、前記一つ
の論理ブロックの属する物理ブロックグループに対応づ
けられた物理ブロックグループ（以下、対応物理ブロッ
クグループという）内に、前記圧縮データのすべてを格
納しうる空き物理ブロックが存在しない場合、当該対応
物理ブロックグループに隣接する物理ブロックグループ
内で空き物理ブロックを探し、該空き物理ブロックを前
記論理ブロックに割り当てる。

【００１６】また、本発明による上位装置から見える論
理アドレスにより管理される論理ブロックのデータを圧
縮し、該圧縮されたデータを、物理アドレスにより管理
される物理ブロックのデータとしてディスク記憶装置に
格納する圧縮機能付きディスクシステムであって、前記
論理ブロックのデータの圧縮および伸長を行なう圧縮伸
長手段と、該圧縮および伸長の対象となるデータを一時
格納する一時記憶手段と、一つの論理ブロックのデータ
を圧縮した圧縮データを格納する物理ブロックとして、
当該圧縮データの容量に基づいて、その格納に必要な物
理ブロックの個数を判定する物理ブロック個数判定手段
と、該決定された個数の物理ブロックとして、連続した
物理ブロックまたは近接した物理ブロックを確保する物
理ブロック確保手段と、該確保された物理ブロックに前
記圧縮データを格納する格納手段とを備えたものであ
る。

【００１７】

【作用】本発明では、一つの論理ブロックの圧縮データ
をディスク記憶装置に格納する際、その論理ブロック
を、圧縮データの容量に応じて、当該論理ブロックの属
する論理ブロックグループに対応付けられた物理ブロッ
クグループ（対応物理ブロックグループ）内の１個また
は複数個の物理ブロックに割り当てる。あるいは、その
対応物理ブロックの隣接する物理ブロックグループ内の
物理ブロックに割り当てる。このように、一つの論理ブ
ロックの圧縮データが一つの物理ブロックに収納し切れ
ない場合であっても、従来のように直ちにオーバーフロ
ー部格納エリアを利用するのではなく、当該対応物理ブ
ロックグループおよび／または隣接物理ブロックグルー
プ内で相互に連続または近接した複数の物理ブロックを
確保することができる。換言すれば、ディスク上の特定
の割り当て領域へ圧縮率の低いデータが集中して未使用
部分が無くなっても、当該割り当て領域の近傍割り当て
領域も含めて未使用部分を探し、近傍の物理ブロックを
確保する。近傍でない物理ブロックには極力割り当てな
いようにする。このようにして確保された物理ブロック
は最低限（例えば１回）のシーク動作でアクセスできる
ことが期待される。このような構成により、シーク動作
の発生を最低限に抑えることができ、データの圧縮率の
如何に関わらずシステムの応答時間が長くならないよう
にすることができる。

【００１８】本発明は、見方を変えれば、論理アドレス
の上位の値によりディスク上のおおまかな位置である割
り当て領域を決定し、論理アドレスの下位とは関係無
く、上記割り当て領域の中で未使用部分がまとまるよう
に未使用部分を割り当てるものであり、これにより、空
き領域が多くの箇所に分散して存在することをできるだ
け防ぐことができる。

【００１９】また、ディスク上の特定の割り当て領域へ
圧縮率の低いデータが集中して未使用部分が無くなって
も、予備領域の未使用部分を割り当てることにより、ラ
イト不可能にならないようにすることができる。予備領
域の未使用部分を割り当てるときには必ず連続に割り当
てるようにすることにより、予備領域内でのシーク動作
の発生を防ぐことができ、応答時間の短縮が図れる。

【００２０】また、連続した論理アドレスを持つ一連の
データ（例えば、数十キロバイトを想定）を圧縮する際
に、データを複数の小片に分割してそれぞれ圧縮するこ
とにより、そのデータのごく一部が必要になった場合に
も必要になった小片を含む最低読みだし単位（物理ブロ
ック）のデータのみをディスクからリードし、その小片
のみを伸長すれば目的のデータが得られるため、数キロ
バイト程度の小規模なリードを高速に行なうことができ
る。また、圧縮された小片をまとめ、ディスク上の連続
な領域を割り当てることで、数十キロバイト程度のデー
タが必要になったときに、多くのシークや回転待ちが発
生することもなく、高速に処理することができる。

【００２１】ディスク上で連続している物理ブロック間
には論理ブロック小片（圧縮したものであっても、しな
いものであってもよい）をまたがらせることにより物理
ブロックの格納効率を良くし、ディスク上で連続してい
ない物理ブロック間には論理ブロック小片をまたがらせ
ないようにして、一つの論理ブロック小片をディスク上
の離れた位置に配置しないようにすることで、その論理
ブロック小片を含む物理ブロックをリードするとき、２
回以上のアクセスが発生しないようにすることができ
る。

【００２２】また、割り当て領域全体をディスク上の格
納順に全て読み込んで、読み込んだデータを論理アドレ
ス順に並び換えることにより、先読み機能の実現ができ
る（割り当て領域のデータ全てを論理アドレスの順番で
揃えることができる）。

【００２３】

【実施例】以下、本発明の好適な実施例について、図面
を参照して詳細に説明する。

【００２４】図１に、本発明を適用した圧縮機能を有す
る記憶装置システム１００の構成例を、ホストコンピュ
ータ１１０とともに示す。

【００２５】記憶装置システム１００は、ホストコンピ
ュータ１１０とデータの受渡しを行なうホストインター
フェース１２０、データの圧縮処理や伸長処理を行なう
圧縮伸長装置１３０と、中央処理装置（ＣＰＵ）１４０
と、このＣＰＵ１４０の内部記憶装置としてのメモリ１
５０と、外部記憶装置としてのディスクドライブ１６０
と、ディスクドライブ１６０とデータの受渡しを行なう
ドライブインターフェース１７０とにより構成される。
これらの各要素はバスにより相互に接続されている。圧
縮伸長装置１３０は、コンピュータにおけるプログラム
やテキスト・ファイルに関するデータを圧縮／伸長する
装置である。この圧縮伸長装置１３０において採用しう
るデータ圧縮アルゴリズムの詳細については、例えば、
文献「可逆圧縮アルゴリズムを理解する」インタフェー
スＡｕｇ．１９９２、第８８〜１２３頁に記載されてい
る。可逆圧縮とは、圧縮前後で情報落ちを許さない圧縮
をいう。

【００２６】本実施例では、ディスクドライブ１６０
は、２．５ＧＢの容量を持つものとし、本記憶装置シス
テム１００は圧縮効果を期待して、ホストコンピュータ
１１０に対し、４ＧＢ分の論理アドレスへのアクセスを
許可するものとする。勿論、本発明は、この構成に限定
されるものではなく、任意の容量のディスクドライブ１
６０に適用可能である。また、論理アドレスも任意分取
ることが可能である。

【００２７】図２は、本記憶装置システム１００におい
て、ホストコンピュータ１１０から見えるディスクであ
る論理ディスク１８０と、実際に圧縮されたデータを格
納するディスクである物理ディスク１９０の対応関係を
示している。

【００２８】本実施例では、論理ディスク１８０は８Ｋ
Ｂのサイズを持つ論理ブロック小片２００を多数集めた
ものである。論理ブロック小片２００のサイズはこれに
限定されるものではなく、任意サイズであってよい。こ
の論理ブロック片２００の集合により論理ブロック２１
０が構成され、さらにこの論理ブロック２１０の集合に
より論理ブロックグループ２２０が構成される。

【００２９】次に、論理ディスク１８０の管理単位であ
る論理ブロック２１０と論理ブロックグループ２２０の
定義を述べる。

【００３０】本実施例では、アドレス上連続した論理ブ
ロック小片２００を８個まとめて、論理ブロック２１０
を構成する。論理ブロック２１０は、６４ＫＢのサイズ
を持ち、論理ディスク１８０における基本的な管理単位
を構成する。また、論理ブロック２１０を１６個（１Ｍ
Ｂ）集めたものが論理ブロックグループ２２０を構成す
る。ただし、論理ブロック２１０を構成する論理ブロッ
ク小片２００の個数、および論理ブロックグループ２２
０を構成する論理ブロック２１０の個数は、これらに限
定されるものではなく、他の構成を採用することも可能
である。

【００３１】次に、本実施例における物理ディスク１９
０の管理単位について述べる。

【００３２】物理ディスク１９０内の１６ＫＢの単位を
物理ブロック２３０とする。連続した物理ブロック２３
０を３２個（５１２ＫＢ）まとめて物理ブロックグルー
プ２４０を構成する。また、ディスクの末尾に５１２Ｍ
Ｂ分の物理ブロック２３０からなる予備領域２５０があ
る。通常、ディスクはシリンダー、トラック、セクタと
いう物理的な単位を持つが、物理ブロック２３０は単純
に３２個のセクタに相当する（１セクタが５１２バイト
のとき）と考えてよい。これらのセクタは、物理的に連
続しているものとする。一つの物理ブロックグループは
１シリンダまたは複数の隣接するシリンダ内の連続する
物理ブロックにより構成されるものとする。

【００３３】論理ブロック２１０は、その圧縮の度合い
に応じて、１個から最大４個の物理ブロック２３０に対
応させて物理ディスク１９０に格納する。この対応付け
はマッピングテーブル３００で行なう。マッピングテー
ブル３００は、メモリ１５０にもつテーブルであり、そ
の詳細については、後述する。論理ブロックグループ２
２０と物理ブロックグループ２４０とは１対１対応させ
る。また、圧縮率の低い論理ブロック２１０のデータは
予備領域２５０に格納されることがある。その具体的な
例については後述する。

【００３４】物理ブロック２３０や予備領域２５０サイ
ズのサイズについても、本発明は上記のものに限定され
るものではない。物理ブロックグループ２４０を構成す
る物理ブロック２３０の個数についても同様である。た
だし、圧縮効果を得るためには、物理ブロックグループ
２４０は論理ブロックグループ２２０よりも小さくなく
てはならない。

【００３５】図３は、本実施例の記憶装置システム１０
０における圧縮の概念を説明するための図であり、伸長
データ２６０と圧縮データ２８０の対応関係を示す。

【００３６】伸長データ２６０の圧縮に際し、まず、伸
長データ２６０を複数の圧縮単位２７０に等分して、こ
れらの各圧縮単位２７０ごとに圧縮処理を行ない、その
結果得られた複数の圧縮データ小片２６５をまとめて一
つの圧縮データ２８０とする。これにより、論理ブロッ
ク内の部分的なデータのリード要求に対して、その論理
ブロックに対応したすべての圧縮データの伸長を行なう
必要がなくなり、該当する圧縮データ片のみの伸長を行
なえばよいので、リード処理の応答が速くなる。

【００３７】図４は本実施例における、ホストコンピュ
ータ１１０とやりとりを行なう伸長データ２６０を格納
する論理ブロック２１０と、ディスクに格納する圧縮デ
ータ２８０を格納する物理ブロック２３０の対応関係を
示す。

【００３８】一つの論理ブロック２１０はデータの圧縮
率に応じて、１個〜４個の物理ブロック２３０と対応す
る。図４の例では、１個の論理ブロック２１０の圧縮デ
ータは３個の物理ブロック２３０に格納されている。本
実施例では単純のために、一つの物理ブロック２３０に
は異なる論理ブロック２１０のデータは格納しないもの
とする。もちろん、本発明は一つの物理ブロック２３０
に異なる論理ブロック２１０を格納するようにすること
も可能である。

【００３９】前述のように、論理ブロック２１０は６４
ＫＢのサイズを持ち、これを８ＫＢずつ８等分したもの
を論理ブロック小片２００と呼ぶ。論理ブロック２１０
のデータは論理ブロック小片２００単位に分割して圧縮
する。すなわち、論理ブロック２１０単位でなく、論理
ブロック小片２００単位で圧縮することにより、論理ブ
ロック小片２００程度のサイズのリード要求が来たとき
に、論理ブロック２１０全体を用意する必要が無く、対
応する論理ブロック小片２００のみをよいすればよいた
め、応答時間が短くなる。

【００４０】論理ブロック小片２００のデータを圧縮し
たものを圧縮データ小片２９０と呼び、これを論理ブロ
ック２１０に対応する物理ブロック２３０に格納する。

【００４１】ディスク上で物理的に連続している（すな
わちディスクのヘッド位置付けが１階で済む）二つの物
理ブロック２３０間には圧縮データ小片２００がまたが
るように格納して圧縮データ小片２００の格納効率を上
げる。図では圧縮データ小片２９１が隣接する二つの物
理ブロック２３０にまたがって格納されている。一方、
連続しない物理ブロック２３０間には、たとえ空きエリ
アが生じるとしても、両物理ブロック２３０間にまたが
って圧縮データ小片２００を格納することはしない。こ
れにより、またがり部分へのリード要求に対してディス
クのヘッド位置付けが２回発生することを防ぐ。図の例
では、物理ブロック２９２と２９３が連続していないの
で、圧縮データ小片２９４は両者にまたがらずに、物理
ブロック２９３の先頭から格納される。

【００４２】図５は本実施例における物理ディスク１９
０上のデータ格納形式を示す。

【００４３】前述のとおり、物理ブロック２３０は１６
ＫＢのサイズを持ち、連続した物理ブロック２３０を３
２個まとめて、５１２ＫＢのサイズの物理ブロックグル
ープ２４０を構成する。ディスクの末尾に、５１２ＭＢ
分の大きさを持ち、物理ブロックグループ２４０に入り
切らない圧縮データを格納する予備領域２５０を持つ。

【００４４】図６はホストコンピュータ１１０から見え
る論理ディスク１８０のデータ格納形式を示す。

【００４５】本実施例では、論理ブロック２１０は６４
ＫＢのサイズを持ち、連続した論理ブロック２１０を１
６個まとめて、１０２４ＫＢのサイズの論理ブロックグ
ループ２２０を構成する。

【００４６】図７は論理ブロックグループ２２０と物理
ブロックグループ２４０の対応関係を示す。

【００４７】図示のとおり、同一番号の論理ブロックグ
ループ２２０と物理ブロックグループ２４０とは１対１
に対応させる。

【００４８】図８、図９は１個の論理ブロック２１０と
１個以上の物理ブロック２３０との対応関係を示す。

【００４９】通常は図８に示すように、論理ブロック２
１０はその論理ブロック２１０の属する論理ブロックグ
ループ２２０に対応する物理ブロックグループ２４０ｂ
とその隣接物理ブロックグループ２４０ａ，２４０ｃに
属する１〜４個の物理ブロック２３０に格納する。１〜
４個の物理ブロックは、なるべく空き領域を生じさせな
いように、一つの物理ブロックグループの先頭から順次
確保していくことが好ましい。選択する物理ブロックグ
ループとしては、まず、その論理ブロックグループ２２
０に対応する物理ブロックグループ２４０ｂに着目し、
ここで必要な連続物理ブロックを確保できるか調べ、で
きなければ、いずれか隣の物理ブロックグループ２４０
ａまたは２４０ｃにおいてその連続物理ブロックが確保
できるかを調べる。連続ブロックの確保がいずれの物理
ブロックグループでも無理である場合には、物理ブロッ
クグループ２４０ｂにおいて、不連続であっても必要個
数の物理ブロックを確保できるか調べ、できなければ、
隣接する物理ブロックグループも含めて当該必要個数の
物理ブロックが確保できるか探す。それでも確保できな
い場合には、いずれの物理ブロックグループも使用せ
ず、予備領域においてその必要個数すべての物理ブロッ
クを連続して確保する。このような優先順位をもって、
物理ブロックの確保を行なうことにより、論理ブロック
２１０の圧縮データの容量の如何にかからわず、極力、
ヘッド位置付けの変更が少なくなるような物理的に近接
したディスク領域における物理ブロックの割り当てが可
能になる。なお、論理ブロックに対応して確保する物理
ブロックの位置の決定処理については、後にフローチャ
ートを用いて詳述する。

【００５０】論理ブロック２１０を予備領域２５０に格
納するときには、図９に示すように、必ず連続した物理
ブロック２３０に格納する。連続した物理ブロック２３
０に格納するのは、予備領域２５０はかなり大きなサイ
ズ、たとえば本実施例では全ディスクの５分の１のサイ
ズを持つため、物理ブロック２３０が離れていると１個
の論理ブロック２１０のアクセス中にシーク動作が入
り、応答時間が長くなる恐れがあるためである。

【００５１】図１０はディスク上の空き物理ブロック２
３０を管理する空き物理ブロック管理ビットマップ４２
０である。

【００５２】一つの物理ブロック２３０が空いているか
使用中かを１ビットで表す。本実施例では１は使用、０
は空きを表す。このビットマップ４２０において、物理
ブロックグループ２４０ｎに対応する部分は、ビットマ
ップの先頭を０ビット目として、ｎ×３２ビット目から
３２ビット分である。一般に、物理ブロックグループ２
４０がｍ個の物理ブロック２３０から構成されていると
きには、ｎ×ｍビット目からｍビット分となる。

【００５３】図１１、図１２は、論理ブロック２１０と
物理ブロック２３０を対応させるマッピングテーブル３
００とそのエントリ３１０を示す。このマッピングテー
ブル３００は、記憶装置システム１００の持つメモリ１
５０上に置く。一つの論理ブロック２１０に一つのマッ
ピングテーブルエントリ３１０が対応する。

【００５４】図１１は、論理ブロック２１０に対応する
物理ブロック２３０が物理ブロックグループ２４０内に
ある場合のマッピングテーブル３００とそのエントリ３
１０を示す。

【００５５】一つのエントリ３１０内の各項目（３２０
〜３８０）を同図の右側に拡大して示す。予備領域利用
フラグ３２０は、そのエントリ３１０に割り当てられた
論理ブロック２１０に対応する物理ブロック２３０が予
備領域２５０内にあるかどうかを示す。この場合、予備
領域２５０ではなく物理ブロックグループ２４０内にあ
るので、フラグ３２０はオフとなっている。

【００５６】第０物理ブロックの物理ブロックグループ
内位置３３０、第１物理ブロックの物理ブロックグルー
プ内位置３４０、第２物理ブロックの物理ブロックグル
ープ内位置３５０、第３物理ブロックの物理ブロックグ
ループ内位置３６０は、それぞれ、論理ブロック２１０
に対応する最大４個の物理ブロック２３０が、隣接も含
めた３個の物理ブロックグループ２４０内のどの位置に
あるかを示す。本実施例においては、物理ブロックグル
ープ２４０は３２個の物理ブロック２３０から構成され
ているため、３個の物理ブロックグループ２４０内にあ
る物理ブロック２３０の位置を表わすのに７ビット以上
必要である。この７ビットを用いることにより、ライト
対象の論理ブロックグループ２２０に対応する物理ブロ
ックグループ２４０がｎ番目であるとき、ｎ−１番目の
物理ブロックグループ２４０の先頭の物理ブロック２３
０から、ｎ＋１番目の物理ブロックグループ２４０の末
尾の物理ブロック２４０を一意に特定することができ
る。

【００５７】また、一つの論理ブロック２１０に対応す
る物理ブロック２３０の個数が３個以下の場合には、必
要のない物理ブロックグループ内位置３３０〜３６０に
物理ブロック２３０の位置番号としてありえない値、た
とえば「−１」を書き込んでおく。

【００５８】３７０〜３８０は、１論理ブロック２１０
内の８個の論理ブロック小片２００がそれぞれどの物理
ブロック２３０に格納されているかを示す物理ブロック
番号（これは、第０から第３物理ブロックいずれかを示
す２ビットデータである）、物理ブロック２３０の先頭
から格納されているか否かを示す物理ブロック先頭フラ
グ、および物理ブロック２３０内のどこに格納されてい
るかを示す物理ブロック内位置を表わす。

【００５９】図１２に、論理ブロック２１０に対応する
物理ブロック２３０が予備領域２５０内にある場合のマ
ッピングテーブル３００とそのエントリ３９０を示す。

【００６０】図１１の場合と同様、予備領域利用フラグ
３２０は、論理ブロック２１０に対応する物理ブロック
２３０が予備領域２５０内にあるか否かを示し、この場
合、オンである。このフラグ３２０に続く項目４００お
よび４１０はこの場合に特有のものである。テーブル用
エリアとしては、図１１と同一のエリアを用いている。

【００６１】使用物理ブロック数４００は論理ブロック
２１０に対応する物理ブロック２３０の数を示す。「第
０物理ブロックの予備領域内位置」４１０は、論理ブロ
ック２１０に対応する１個〜４個の連続した物理ブロッ
ク２３０が予備領域２５０内のどの位置にあるかを示
す。３７０〜３８０は、図１１の場合と同様、論理ブロ
ック２１０内の８個の論理ブロック小片２００がそれぞ
れどの物理ブロック２３０に格納されているか、物理ブ
ロック２３０の先頭から格納されているか否か、物理ブ
ロック２３０内のどこに格納されているかを示す。

【００６２】次に、図１３〜図２０のフローチャートを
用いて、記憶装置システム１００の基本的な動作を説明
する。

【００６３】図１３はリード処理のフローチャートであ
る。

【００６４】ＣＰＵ１４０は、ホストコンピュータ１１
０より要求を受けた論理ブロック小片２００の属する論
理ブロックグループ２２０番号、論理ブロック２１０番
号に基づいてメモリ１５０内のマッピングテーブル３０
０を参照することにより対応する物理ブロック２３０
（物理ブロックグループ内位置３３０〜３６０の“−
１”でないもの）を全て求め、ドライブインターフェー
ス１７０にそれらの物理ブロック２３０のリード要求を
出す（ステップ５００）。但し、本実施例では、論理ブ
ロックの分割圧縮を行なっているので、論理ブロック内
の一部のデータのみをリード対象とするときには、その
一部のデータを含む論理ブロック小片に対応する圧縮デ
ータ小片（例えば図４の２９０）を含む物理ブロックの
みに対してリード要求を出せばよい。この物理ブロック
からメモリ１５０（図１）上に読みだした圧縮データ小
片の伸長を行ない、このメモリから必要な部分のみを読
みだせばよい。このように、論理ブロックの分割圧縮を
行なうようにしたことにより、分割圧縮を行なわない場
合に比較して、リード処理の応答時間を短縮することが
できる。

【００６５】ドライブインターフェース１７０はディス
クドライブ１６０から要求データを格納している物理ブ
ロック２３０をリードし、メモリ１５０にリードデータ
を転送する（ステップ５１０）。

【００６６】圧縮伸長装置１３０は、メモリ１５０上に
あるディスクドライブ１６０からのリードデータを伸長
し、メモリ１５０に格納する（ステップ５２０）。

【００６７】ホストインターフェース１２０はメモリ１
５０上にある、伸長したデータ中の要求された論理ブロ
ック小片２００をホストコンピュータ１１０に転送する
（ステップ５３０）。

【００６８】図１４はライト処理のフローチャートを示
す。

【００６９】ホストインターフェース１２０は、ホスト
コンピュータ１１０よりライトデータを受けとり、メモ
リ１５０に格納する（ステップ５４０）。

【００７０】ＣＰＵ１４０は、ホストコンピュータ１１
０より要求を受けた論理ブロック小片２００の属する論
理ブロックグループ２２０、論理ブロック２１０番号に
基づいてマッピングテーブル３００を参照することによ
り、対応する物理ブロック２３０を全て求め、ドライブ
インターフェース１７０にそれらのリード要求を出す
（ステップ５５０）。リード要求を出すのは、ディスク
の物理ブロック２３０にライトデータを格納するため
に、一旦、論理ブロック２１０全体のデータを揃えて物
理ブロック２３０に詰め直す必要があるためであり、論
理ブロック２１０全体へのライトであればリード動作は
行なわない。

【００７１】ドライブインターフェース１７０は、ディ
スクドライブ１６０から物理ブロック２３０をリード
し、メモリ１５０に転送する（ステップ５６０）。

【００７２】圧縮伸長装置１３０は、メモリ１５０上に
あるディスクからのリードデータを伸長し、メモリ１５
０に格納する（ステップ５７０）。

【００７３】ＣＰＵ１４０は、リードしたデータにホス
トコンピュータ１１０からのライトデータを上書きし、
ディスク格納データを生成する（ステップ５８０）。

【００７４】ＣＰＵ１４０は、マッピングテーブル３０
０、空き物理ブロック管理ビットマップ４２０を修正し
て、論理ブロック２１０に対応する物理ブロック２３０
を空きにする（ステップ５９０）。

【００７５】後述するディスク格納データ圧縮処理を行
なう（ステップ６００）。

【００７６】後述するライト位置決定処理を行なう（ス
テップ６１０）。

【００７７】ドライブインタフェース１７０は、ステッ
プ６００で圧縮された、メモリ１５０上のディスク格納
データを、ステップ６１０のライト位置決定処理により
得られたディスク上の物理ブロック２３０にライトする
（ステップ６２０）。

【００７８】図１５でディスク格納データ圧縮処理につ
いて説明する。

【００７９】圧縮伸長装置１３０は、ディスクに格納す
る論理ブロック２１０を構成する論理ブロック小片２０
０を全て別々に圧縮し（ステップ６３０）、圧縮データ
をメモリ１５０上に詰めて格納する（ステップ６４
０）。これは、図２２の４９１に示すように、複数の物
理ブロック２３０が連続して確保できたとき、物理ブロ
ック２３０間にデータがまたがるように格納したものと
同じ配置になっている。なお、図２２では、物理ブロッ
ク２３０と圧縮データ小片２９０を示すブロックの高さ
を変えて示してあるが、これは単に両者の識別のためで
あり、それ以外の意味はない。

【００８０】ＣＰＵ１４０は、マッピングテーブル３０
０の論理ブロック小片２００に関する情報を、物理ブロ
ック２３０が連続して確保できたものとして修正する
（ステップ６５０）。

【００８１】図１６〜図２０により、論理ブロック２１
０に対応する物理ブロック２３０を決定する処理（ライ
ト位置決定処理）について説明する。ライト位置決定処
理はＣＰＵ１４０が行なう。空きの物理ブロック２３０
の検索には空き物理ブロック管理ビットマップ４２０を
用いる。また、空き物理ブロック２３０を確保する処理
については、後述する。

【００８２】図１６のステップ６６０において、圧縮し
たデータが１個の物理ブロック２３０に格納できるかど
うかをそれらの容量の比較により判定し、格納できるよ
うであれば図１７のステップ６９０に、格納できないよ
うであればステップ６７０に進む。

【００８３】圧縮データが２個の連続した物理ブロック
２３０に格納できるかどうかを判定し、格納できるよう
であれば図１８のステップ７３０に、格納できないよう
であればステップ６８０に進む。

【００８４】圧縮データが３個の連続した物理ブロック
２３０に格納できるかどうかを判定し、格納できるよう
であれば図１９のステップ８３０に、格納できないよう
であれば図２０のステップ９３０に進む。

【００８５】図１７は圧縮データが１個の物理ブロック
２３０に格納できる場合である。

【００８６】ステップ６９０において、論理ブロック２
１０の属する論理ブロックグループ２２０に対応する物
理ブロックグループ２４０内に空き物理ブロック２３０
があるかどうかを判定し、存在すればその空き物理ブロ
ック２３０を確保する（ステップ７２０）。存在しなけ
れば、隣接している物理ブロックグループ２４０内に空
き物理ブロック２３０があるかどうか判定し（ステップ
７００）、あればその空き物理ブロック２３０を確保し
（ステップ７２０）、なければ予備領域２５０に空き物
理ブロック２３０を確保する（ステップ７１０）。

【００８７】図１８は、圧縮データが、容量的には、２
個の連続した物理ブロック２３０に格納できる場合であ
る。

【００８８】ステップ７３０において、論理ブロック２
１０の属する論理ブロックグループ２２０に対応する物
理ブロックグループ２４０内に２個の連続した空き物理
ブロック２３０が存在するかどうかを判定する。存在す
ればその空き物理ブロック２３０を確保する（ステップ
８２０）。

【００８９】存在しなければ、隣接している物理ブロッ
クグループ２４０も含めて２個の連続した空き物理ブロ
ック２３０があるかどうか判定し（ステップ７４０）、
あればその空き物理ブロック２３０を確保する（ステッ
プ８２０）。

【００９０】無い場合には、圧縮データが２個の連続し
ない物理ブロック２３０に格納できるかどうかを判定す
る（ステップ７５０）。これは、連続した物理ブロック
２３０間ではデータのまたがりを許すのに対し、連続し
ない物理ブロック２３０間ではまたがりを許さないた
め、連続する物理ブロック２３０には格納できても、同
数の連続しない物理ブロック２３０には格納できない場
合があるためである。

【００９１】２個の連続しない物理ブロック２３０に圧
縮データを格納できる場合には、ステップ７６０におい
て、論理ブロック２１０の属する論理ブロックグループ
２２０に対応する物理ブロックグループ２４０内に２個
の空き物理ブロック２３０があるかどうかを判定し、存
在すればその空き物理ブロック２３０を確保する（ステ
ップ８２０）。

【００９２】存在しなければ、隣接している物理ブロッ
クグループ２４０も含めて２個の空き物理ブロック２３
０があるかどうか判定し（ステップ７７０）、あればそ
の空き物理ブロック２３０を確保する（ステップ８２
０）。無ければ、予備領域２５０に２個の連続した空き
物理ブロック２３０を確保する（ステップ７８０）。

【００９３】２個の連続しない物理ブロック２３０に圧
縮データを格納できない場合には、ステップ７９０にお
いて、論理ブロック２１０の属する論理ブロックグルー
プ２２０に対応する物理ブロックグループ２４０内に３
個の空き物理ブロック２３０があるかどうかを判定し、
存在すればその空き物理ブロック２３０を確保する（ス
テップ８１０）。

【００９４】存在しなければ、隣接している物理ブロッ
クグループ２４０も含めて３個の空き物理ブロック２３
０があるかどうか判定し（ステップ８００）、あればそ
の空き物理ブロック２３０を確保する（ステップ８１
０）。無ければ、予備領域２５０に２個の連続した空き
物理ブロック２３０を確保する（ステップ７８０）。

【００９５】図１９は、圧縮データが容量的には３個の
連続した物理ブロック２３０に格納できる場合である。

【００９６】ステップ８３０において、論理ブロック２
１０の属する論理ブロックグループ２２０に対応する物
理ブロックグループ２４０内に３個の連続した空き物理
ブロック２３０が存在するかどうかを判定する。存在す
ればその空き物理ブロック２３０を確保する（ステップ
９２０）。

【００９７】存在しなければ、隣接している物理ブロッ
クグループ２４０も含めて３個の連続した空き物理ブロ
ック２３０があるかどうか判定し（ステップ８４０）、
あればその空き物理ブロック２３０を確保する（ステッ
プ９２０）。

【００９８】無い場合には、容量的に、圧縮データが３
個の連続しない物理ブロック２３０に格納できるかどう
かを判定する（ステップ８５０）。

【００９９】３個の連続しない物理ブロック２３０に圧
縮データを格納できる場合には、ステップ８６０におい
て、論理ブロック２１０の属する論理ブロックグループ
２２０に対応する物理ブロックグループ２４０内に３個
の空き物理ブロック２３０があるかどうかを判定し、存
在すればその空き物理ブロック２３０を確保する（ステ
ップ９２０）。

【０１００】存在しなければ、隣接している物理ブロッ
クグループ２４０も含めて３個の空き物理ブロック２３
０があるかどうか判定し（ステップ８７０）、あればそ
の空き物理ブロック２３０を確保する（ステップ９２
０）。無ければ、予備領域２５０に３個の連続した空き
物理ブロック２３０を確保する（ステップ８８０）。

【０１０１】容量的に、３個の連続しない物理ブロック
２３０に圧縮データを格納できない場合には、ステップ
８９０において、論理ブロック２１０の属する論理ブロ
ックグループ２２０に対応する物理ブロックグループ２
４０内に４個の空き物理ブロック２３０があるかどうか
を判定し、存在すればその空き物理ブロック２３０を確
保する（ステップ９１０）。

【０１０２】存在しなければ、隣接している物理ブロッ
クグループ２４０も含めて４個の空き物理ブロック２３
０があるかどうか判定し（ステップ９００）、あればそ
の空き物理ブロック２３０を確保する（ステップ９１
０）。無ければ、予備領域２５０に３個の連続した空き
物理ブロック２３０を確保する（ステップ８８０）。

【０１０３】図２０は圧縮データが４個の連続した物理
ブロック２３０を必要とする場合である。

【０１０４】ステップ９３０において、論理ブロック２
１０の属する論理ブロックグループ２２０に対応する物
理ブロックグループ２４０内に４個の連続した空き物理
ブロック２３０があるかどうかを判定し、存在すればそ
の空き物理ブロック２３０を確保する（ステップ９８
０）。

【０１０５】存在しなければ、隣接している物理ブロッ
クグループ２４０も含めて４個の連続した空き物理ブロ
ック２３０があるかどうか判定し（ステップ９４０）、
あればその空き物理ブロック２３０を確保する（ステッ
プ９８０）。

【０１０６】無ければ、論理ブロック２１０の属する論
理ブロックグループ２２０に対応する物理ブロックグル
ープ２４０内に４個の空き物理ブロック２３０が存在す
るかどうかを判定し（ステップ９５０）、存在すればそ
の空き物理ブロック２３０を確保する（ステップ９８
０）。

【０１０７】存在しなければ、隣接している物理ブロッ
クグループ２４０も含めて４個の空き物理ブロック２３
０があるかどうか判定し（ステップ９６０）、あればそ
の空き物理ブロック２３０を確保する（ステップ９８
０）。

【０１０８】無ければ、予備領域２５０に４個の連続し
た空き物理ブロック２３０を確保する（ステップ９７
０）。

【０１０９】図２１を用いて空き物理ブロック２３０を
確保する処理について説明する。

【０１１０】ＣＰＵ１４０は空き物理ブロック管理ビッ
トマップ４２０を走査して、空き物理ブロック２３０が
連続に確保できるかどうかを調べる（ステップ９９
０）。

【０１１１】連続に確保できるようであれば、ＣＰＵ１
４０は物理ブロック２３０間にデータをまたがらせるよ
うに決定する（ステップ１０４０）。

【０１１２】連続に確保できないようであれば、ＣＰＵ
１４０は物理ブロック２３０間に一つの圧縮データ小片
２９０のデータをまたがらせないように決定し（ステッ
プ１０００）、メモリ１５０上の圧縮データを図２２の
４９２のように配置し直して（ステップ１０１０）、マ
ッピングテーブル３００の論理ブロック小片２００に関
する情報を、物理ブロック２３０を不連続に確保したも
のとして修正する（ステップ１０２０）。

【０１１３】ＣＰＵ１４０は、空き物理ブロック管理ビ
ットマップ４２０修正する（ステップ１０３０）。

【０１１４】図２３、図２４を用いて先読み処理につい
て説明する。

【０１１５】先読み処理は、シーケンシャルリード時に
リードヒット率を上げるために、後続データをホストコ
ンピュータ１１０のリード要求に先だって、ディスクか
らメモリ１５０に読んでおくものである。

【０１１６】ここで、図２４に示すように、物理ブロッ
クグループ２４０内のデータであって、物理ブロックグ
ループ２４０の先頭から要求データ４７０の直前までの
部分を物理ブロックグループ２４０前半部分４８０と
し、要求データ４７０の直後から物理ブロックグループ
２４０の最後までの部分を物理ブロックグループ後半部
分４９０とする。

【０１１７】要求データ４７０リード後、ドライブイン
ターフェース１７０はヘッドのある位置から物理ブロッ
クグループの後半部分４９０をディスクリードし、メモ
リ１５０に格納する（ステップ１０５０）。

【０１１８】ドライブインターフェース１７０は要求デ
ータ４７０のある物理ブロックグループ２４０の先頭に
ディスクヘッドを位置付ける（ステップ１０６０）。

【０１１９】ドライブインターフェース１７０は物理ブ
ロックグループ前半部分４８０をリードし、メモリ１５
０に格納する（ステップ１０７０）。

【０１２０】ＣＰＵ１４０はリードした物理ブロックグ
ループ２４０のデータを論理アドレスの順番に並び換え
る（ステップ１０８０）。

【０１２１】先読みを次の物理ブロックグループ２４０
以降も続けるときには、先読み対象の物理ブロックグル
ープ２４０を全てリードし、そのデータを論理アドレス
の順番に並び換えればよい。

【０１２２】本実施例では、ライト対象となる物理ブロ
ックグループ２４０内に空き物理ブロック２３０が無か
ったとき、隣接の物理ブロックグループ２４０内で空き
物理ブロック２３０を探しているが、探索対象を近傍の
ｎ個の物理ブロックグループ２４０としても問題はな
い。

【０１２３】また、探索対象を近傍のｎ個の物理ブロッ
クグループ２４０としたときに、ライト対象の物理ブロ
ックグループ２４０に近い物理ブロックグループ２４０
から探していくことによって、同一論理ブロック２１０
のデータをディスク上でできるだけ近くに配置すること
ができる。

【０１２４】本実施例によれば、物理ブロックグループ
２４０内の空き物理ブロック２３０をまとめることがで
きるため、フラグメンテーションを防ぐことができる。

【０１２５】また、物理ブロックグループ２４０を全て
読み込んで論理アドレス順にソートすることによって、
論理アドレスと物理アドレスが同一である通常のディス
クの場合と同様に高速な先読み処理が実現できる。

【０１２６】物理ブロックグループ２４０内に未使用な
物理ブロック２３０が無くなっても、近傍の物理ブロッ
クグループ２４０や予備領域の未使用な物理ブロックグ
ループ２４０を使用することができるため、ライト不可
能な状況になりにくい。

【０１２７】圧縮単位を小さくできるため、小規模リー
ドの応答時間が短い。また、ある程度論理アドレスの連
続性が保証されるため、中規模リードの応答時間も短
い。

【０１２８】ディスク上で連続している物理ブロック２
３０間では論理ブロック２１０をまたがらせることによ
り、物理ブロック２３０の格納効率の向上を図り、ディ
スク上で連続していない物理ブロック２３０間では論理
ブロック２１０をまたがらせないことにより、２つの離
れた物理ブロック２３０を読むことによる応答時間の遅
れを防ぐことができる。

【０１２９】

【発明の効果】本発明によれば、ホストコンピュータの
指定する論理アドレスと、実際のディスク上の物理アド
レスが異なることを許すディスクシステムにおいて、デ
ィスク上の空き領域が多くの箇所に分散して存在するこ
とを極力防止することができる。また、従来に較べて応
答性能の良い圧縮機能付きディスクを実現することがで
きる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を適用した圧縮機能付き記憶装置システ
ムの構成例を示すブロック図。

【図２】論理ディスクと物理ディスクの対応を示す説明
図。

【図３】伸長データと圧縮データの対応を示す説明図。

【図４】論理ブロックと物理ブロックの対応を示す説明
図。

【図５】ディスク上のデータ配置を示す説明図。

【図６】ホストコンピュータから見える仮想的なディス
クのデータ配置を示す説明図。

【図７】論理ブロックグループと物理ブロックグループ
の対応を示す説明図。

【図８】通常格納時の論理ブロックと物理ブロックの対
応を示す説明図。

【図９】予備領域格納時の論理ブロックと物理ブロック
の対応を示す説明図。

【図１０】空き物理ブロック管理ビットマップを示す説
明図。

【図１１】通常格納時のマッピングテーブルエントリを
示す説明図。

【図１２】予備領域格納時のマッピングテーブルエント
リを示す説明図。

【図１３】リード処理のフローチャート。

【図１４】ライト処理のフローチャート。

【図１５】圧縮処理のフローチャート。

【図１６】ライト位置決定処理の全体の流れのフローチ
ャート。

【図１７】ライト位置決定処理の一部のフローチャー
ト。

【図１８】ライト位置決定処理の一部のフローチャー
ト。

【図１９】ライト位置決定処理の一部のフローチャー
ト。

【図２０】ライト位置決定処理の一部のフローチャー
ト。

【図２１】空き物理ブロック確保処理のフローチャー
ト。

【図２２】物理ブロック内のデータ配置を示す説明図。

【図２３】先読み処理のフローチャート。

【図２４】先読み処理の動作概要を示す説明図。

【符号の説明】

１８０ 論理ディスク １９０ 物理ディスク ２００ 論理ブロック小片 ２１０ 論理ブロック ２２０ 論理ブロックグル−プ ２３０ 物理ブロック ２４０ 物理ブロックグル−プ ２５０ 予備領域

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 小橋 徹三 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所ストレージシステム事業部内 (72)発明者 藤井 哲彦 神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099 株式会 社日立製作所システム開発研究所内

Claims (20)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】上位装置から見える論理アドレスにより管
   理される論理ブロックのデータを圧縮し、該圧縮された
   データを、物理アドレスにより管理される物理ブロック
   のデータとしてディスク記憶装置に格納する記憶制御方
   法であって、 前記物理ブロックの容量を前記論理ブロックの容量より
   小さく設定し、 連続する複数個の論理ブロックで論理ブロックグループ
   を形成し、 連続する複数個の物理ブロックで物理ブロックグループ
   を形成し、 該物理ブロックグループと前記論理ブロックグループと
   を１対１に対応付け、 一つの論理ブロックを、その圧縮データの容量に応じ
   て、当該論理ブロックの属する論理ブロックグループに
   対応付けられた物理ブロックグループ内の１個または複
   数個の物理ブロックに割り当て、 該１個または複数個の物理ブロックに前記圧縮データを
   格納することを特徴とする記憶制御方法。
2. 【請求項２】前記一つの論理ブロックの属する物理ブロ
   ックグループに対応づけられた物理ブロックグループ
   （以下、対応物理ブロックグループという）内に、前記
   圧縮データのすべてを格納しうる空き物理ブロックが存
   在しない場合、当該対応物理ブロックグループに隣接す
   る物理ブロックグループ内で空き物理ブロックを探し、
   該空き物理ブロックを前記論理ブロックに割り当てるこ
   とを特徴とする請求項１記載の記憶制御方法。
3. 【請求項３】前記ディスク記憶装置に前記物理ブロック
   より大容量の予備領域を用意しておき、前記対応物理ブ
   ロックグループおよびこれに隣接する物理ブロックグル
   ープのいずれにおいても、必要な物理ブロックを確保で
   きないとき、前記予備領域において当該必要な物理ブロ
   ックを確保することを特徴とする請求項２記載の記憶制
   御方法。
4. 【請求項４】前記圧縮データの格納にｎ個（ｎは複数）
   の物理ブロックを必要とする場合、前記対応物理ブロッ
   クグループ内で、連続したｎ個の物理ブロックを確保で
   きないとき、前記隣接する物理ブロックグループ内にお
   いて当該連続したｎ個の物理ブロックを探し、該連続し
   たｎ個の物理ブロックを確保することを特徴とする請求
   項３記載の記憶制御方法。
5. 【請求項５】前記隣接する物理ブロックグループ内にお
   いても連続したｎ個の物理ブロックを確保できないと
   き、前記対応物理ブロックグループ内で非連続なｎ個の
   物理ブロックを探し、該非連続なｎ個の物理ブロックを
   確保することを特徴とする請求項４記載の記憶制御方
   法。
6. 【請求項６】前記対応物理ブロックグループ内において
   ｎ個の物理ブロックを確保できないとき、当該対応物理
   ブロックグループおよびこれに隣接する物理ブロックグ
   ループ内で非連続なｎ個の物理ブロックを探し、該ｎ個
   の物理ブロックを確保することを特徴とする請求項５記
   載の記憶制御方法。
7. 【請求項７】前記ディスク記憶装置に前記物理ブロック
   より大容量の予備領域を用意しておき、前記対応物理ブ
   ロックグループおよびこれに隣接する物理ブロックグル
   ープ内において、前記ｎ個の物理ブロックのうち１個で
   も確保できないとき、前記予備領域においてｎ個の物理
   ブロックを確保することを特徴とする請求項６記載の記
   憶制御方法。
8. 【請求項８】一つの物理ブロックグループに属するすべ
   ての物理ブロックは、前記ディスク記憶装置のヘッドの
   １トラック（またはシリンダ）内もしくは隣接トラック
   （またはシリンダ）内に存在することを特徴とする請求
   項１〜７のいずれかに記載の記憶制御方法。
9. 【請求項９】一つの論理ブロックを複数の論理ブロック
   小片に分割し、該ブロック小片毎に圧縮を行ない、該ブ
   ロック小片を圧縮した各圧縮ブロック小片について、連
   続した物理ブロック間では両物理ブロックにまたがって
   格納することを許容し、非連続の物理ブロック間では両
   物理ブロックにまたがって格納することを禁止すること
   を特徴とする請求項１〜７のいずれかに記載の記憶制御
   方法。
10. 【請求項１０】データ先読みを行なう際、前記ディスク
    記憶装置の少なくとも１ブロックデータをバッファメモ
    リ内に読み込み、該読み込んだデータを論理アドレス順
    に並び換えることを特徴とする請求項１記載の記憶制御
    方法。
11. 【請求項１１】上位装置から見える論理アドレスとディ
    スク記憶装置上の物理アドレスの対応付けを行なう記憶
    制御方法であって、 論理アドレス情報の一部分より前記ディスク記憶装置上
    のおおまかな格納位置である割り当て領域を決定する上
    位アドレス割り当てのステップと、 前記論理アドレス情報の残りの部分には依らず、前記割
    り当て領域の中で未使用部分を割り当てる下位アドレス
    割り当てのステップと、 を有する記憶制御方法。
12. 【請求項１２】上位装置から見える論理アドレスにより
    管理されるデータを圧縮し、該圧縮されたデータをディ
    スク記憶装置に格納する記憶制御方法であって、 前記アドレスの連続したひとまとまりのデータを複数の
    小片に分割するステップと、 該ステップで分割した小片をそれぞれ圧縮するステップ
    と、 該ステップで圧縮した小片をまとめ、前記ディスク記憶
    装置上の連続した領域に格納するステップと、 を有する記憶制御方法。
13. 【請求項１３】上位装置がデータをリードあるいはライ
    トする単位であるところの論理ブロックデータを複数個
    並べた一連のデータを、ディスク記憶装置上のサイズ固
    定の管理単位であるところの複数の物理ブロックへ格納
    する記憶制御方法であって、 前記論理ブロックを複数の論理ブロック小片に分割する
    ステップと、 前記ディスク記憶装置上で連続している物理ブロック間
    には論理ブロック小片のデータをまたがらせるステップ
    と、 前記ディスク記憶装置上で連続していない物理ブロック
    間には論理ブロックのデータをまたがらせないステップ
    とを有する記憶制御方法。
14. 【請求項１４】上位装置から見える論理アドレスにより
    管理される論理ブロックのデータを圧縮し、該圧縮され
    たデータを、物理アドレスにより管理される物理ブロッ
    クのデータとしてディスク記憶装置に格納する圧縮機能
    付きディスクシステムであって、 前記論理ブロックのデータの圧縮および伸長を行なう圧
    縮伸長手段と、 該圧縮および伸長の対象となるデータを一時格納する一
    時記憶手段と、 一つの論理ブロックのデータを圧縮した圧縮データを格
    納する物理ブロックとして、当該圧縮データの容量に基
    づいて、その格納に必要な物理ブロックの個数を判定す
    る物理ブロック個数判定手段と、 該決定された個数の物理ブロックとして、前記ディスク
    記憶装置上で連続した物理ブロックまたは近接した物理
    ブロックを確保する物理ブロック確保手段と、 該確保された物理ブロックに前記圧縮データを格納する
    格納手段と、 を備えた圧縮機能付きディスクシステム。
15. 【請求項１５】前記論理ブロックとこの論理ブロックに
    対して確保された１個または複数個の物理ブロックの対
    応関係を保持するテーブル手段を備えたことを特徴とす
    る請求項１４記載の圧縮機能付きディスクシステム。
16. 【請求項１６】複数の連続した論理ブロックからなる論
    理ブロックグループと、複数の連続した物理ブロックグ
    ループとが１対１に関係づけられ、前記物理ブロック確
    保手段は、前記一つの論理ブロックについてその属する
    論理ブロックグループに対応づけられた物理ブロックグ
    ループ内から必要な個数の空き物理ブロックを確保し、
    この確保ができないとき、隣接する物理ブロックグルー
    プ内から前記必要な個数の空き物理ブロックを確保する
    ことを特徴とする請求項１４または１５記載の圧縮機能
    付きディスクシステム。
17. 【請求項１７】前記ディスク記憶装置のすべての物理ブ
    ロックが空きか否かを示す情報を保持する空き物理ブロ
    ック管理手段を備えることを特徴とする請求項１４〜１
    ６のいずれかに記載の圧縮機能付きディスクシステム。
18. 【請求項１８】前記圧縮伸長手段は、一つの論理ブロッ
    クのデータ圧縮時に、該論理ブロックを複数の論理ブロ
    ック小片に分割し、該分割により得られた論理ブロック
    小片のデータごとに圧縮処理を行なうことを特徴とする
    請求項１４〜１７のいずれかに記載の圧縮機能付きディ
    スクシステム。
19. 【請求項１９】前記物理ブロック確保手段は、１つの論
    理ブロックに対して複数の物理ブロックを確保する必要
    があるとき、１つの物理ブロックグループ内で連続した
    物理ブロックを確保することを特徴とする請求項１４〜
    １８のいずれかに記載の圧縮機能付きディスクシステ
    ム。
20. 【請求項２０】前記ディスク記憶装置は、予備領域を有
    し、前記物理領域確保手段が一つの論理ブロックに対し
    て物理ブロックを確保できないとき、前記予備領域の連
    続した未使用部分を当該物理ブロックとして確保するこ
    とを特徴とする請求項１４〜１９のいずれかに記載の圧
    縮機能付きディスクシステム。