JPH09146834A - ディスク装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 実使用条件下でのキャッシュヒット率を向上
させる。 【解決手段】 ディスク・コントローラ３、ディスク
７、データ・バッファ４、ディスク・コントローラ３を
制御する制御プログラム群５からなり、ＩＤＥインター
フェイス２を介してホストコンピュータ１に接続される
ディスク装置において、ホストコンピュータ１のオペレ
ーティングシステムがディスク７上に設定するファイル
管理情報から、ファイル管理テーブル８およびＦＡＴテ
ーブル９をＲＡＭ上に生成してアクセスするキャッシュ
制御プログラム６を設け、ディスク７上の任意のファイ
ルに対するホストコンピュータ１からリード要求に際し
て、当該ファイルに含まれるデータ群のディスク７上に
おける格納位置をファイル管理テーブル８およびＦＡＴ
テーブル９の情報を用いて取得し、正確にデータ・バッ
ファ４上に先読みする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はディスク装置に関
し、特に先読みキャッシュ機能を有するディスク装置に
適用して有効な技術に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】ディスク装置は、そのほとんどがホスト
システムから発行されるリードコマンドに対してコマン
ド実行時間の短縮を図るため、先読みキャッシュ機能を
有している。これは、ホストシステムからリード要求さ
れたディスク上の領域に加えて物理的にシーケンシャル
に続く領域も同時にディスク上から読み出し、このデー
タをバッファ内に保持し、次に発行されたリードコマン
ドのリード要求領域のデータがバッファ内に存在する場
合、ディスク上からの読み出しを実行することなくバッ
ファから直接ホストシステムに対してデータ転送を実行
することでコマンド実行時間の短縮を図るものである。

【０００３】従来のディスク装置では、たとえば、特表
昭５９−５０２０４４号公報に記載の様に、コントロー
ラがホストシステムから発行されるコマンドを審査し、
これらのコマンドがシーケンシャルアクセスの場合、ホ
ストから要求されていない後続のデータを将来ホストか
ら要求されることを予期してバッファ内に取込む等の操
作によってコマンド実行時間の短縮を図っていた。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】しかし、この方式では
ホストシステムから発行される次リードコマンドのリー
ド要求領域が前リードコマンドのリード要求領域に対し
てシーケンシャルであれば先読みキャッシュの効果は期
待できるものの、ランダムな領域に対するものであれば
先読みキャッシュの効果は期待できないという問題があ
った。

【０００５】また、前記従来技術ではＩＢＭオペレーテ
ィングシステム下で動作するチャネルインターフェイス
を持つ大型ホストシステムに使われるディスク装置の先
読みキャッシュ制御方式についてのものであり、この方
式は、ダウンサイジングという現在のコンピュータ環境
のなかで主流となっているＭＳ−ＤＯＳ等のオペレーテ
ィングシステムの環境下で動作するパーソナルコンピュ
ータで使われるディスク装置の先読みキャッシュ制御に
利用できないという問題があった（ＭＳ−ＤＯＳは米国
マイクロソフト社の登録商標である）。

【０００６】さらに、上述の従来技術を実使用条件に当
てはめてみるなら、ホストシステムが有するオペレーテ
ィングシステムのファイル管理アルゴリズムによって
は、１つのファイルは、ディスク上では飛び飛びのラン
ダムな領域に物理的に記録されており、アプリケーショ
ンプログラムからのファイルリード要求に対してオペレ
ーティングシステムは、ランダムな領域に対してリード
コマンドを発行してくるため先読みキャッシュの効果は
殆ど得られないという問題があった。

【０００７】本発明の目的は、実使用条件下でのキャッ
シュヒット率を向上させることが可能なディスク装置を
提供することにある。

【０００８】本発明の他の目的は、ファイル管理情報を
用いてディスク媒体上のデータを管理する任意のオペレ
ーティングシステムの下で、キャッシュヒット率を向上
させることが可能なディスク装置を提供することにあ
る。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明では、上位装置の
オペレーティングシステムが前記ディスク媒体のシステ
ムエリア上で管理するファイル管理情報をもとに、ディ
スク媒体上の任意のファイルに対して発行されるリード
コマンドの論理アドレスより当該ファイルの論理アドレ
スに対応したディスク媒体上の格納領域を求め、次に発
行されるリードコマンドの論理アドレスを事前に予知
し、先読みするデータのディスク媒体上の格納領域を決
定するものである。

【００１０】この場合、先読みデータを格納するデータ
バッファには、同一ファイルの論理アドレスの領域のデ
ータの一部、または全てを、ランダム、またはシーケン
シャルに先読みすることができる。

【００１１】このように、上位装置が有するオペレーテ
ィングシステムのファイル管理情報を用いて先読みする
ディスク媒体上の領域を決定することにより、上位装置
が次にリード要求してくるディスク媒体上の領域を事前
に予知することができるので、この領域のデータを先読
みし、キャッシュメモリ内に保持することで実使用条件
下でのキャッシュヒット率を向上させることができる。

【００１２】また、ディスク媒体上にファイル管理情報
を持つ任意のオペレーティングシステムの下でのキャッ
シュヒット率を向上させることができる。

【００１３】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態を図面
を参照しながら詳細に説明する。

【００１４】（実施の形態１）図１は、本発明の第１の
実施の形態であるディスク装置を含むコンピュータシス
テムの構成の一例を示す概念図である。

【００１５】本実施の形態では、ホストシステムが持つ
オペレーティングシステムの一例として、現在パーソナ
ルコンピュータのオペレーティングシステムとしてシェ
アの大部分を占めるＭＳ−ＤＯＳを採用した場合を例に
採って説明する。

【００１６】すなわち、本実施の形態では、ホストシス
テムが有するファイル管理情報をもとにホストシステム
からリード要求のあった当該論理アドレスから当該クラ
スタ番号を算出、次クラスタ番号の獲得、次クラスタ番
号から次論理アドレスを逆算して、先読み領域を決定す
る。

【００１７】図１に例示されるように、本実施の形態の
コンピュータシステムは、ホストコンピュータ１と、こ
のホストコンピュータ１に、たとえばＩＤＥインターフ
ェイス２を介して接続されるディスク装置で構成されて
いる。ディスク装置は、ディスク・コントローラ３、デ
ータが格納されるディスク７、ディスク７上の任意のデ
ータが複写され、キャッシュメモリとして使用されるデ
ータ・バッファ４、ディスク・コントローラ３の動作を
制御する制御プログラム群５を含んでいる。制御プログ
ラム群５は、たとえば、ディスク・コントローラ３によ
ってアクセスされるＲＯＭ上に格納されている。さら
に、本実施の形態の場合、制御プログラム群５にはキャ
ッシュ（ｃａｃｈｅ）制御プログラム６が含まれてお
り、このキャッシュ制御プログラム６は、後述のように
してＲＡＭ上に展開されるファイル管理テーブル８およ
びＦＡＴテーブル９等をアクセスして、ディスク７から
データ・バッファ４へのデータの先読み動作を制御す
る。

【００１８】ホストコンピュータ１は、ＩＤＥインター
フェイス２を介してコマンドとデータをディスク装置に
送り、また、ＩＤＥインターフェイス２を介してディス
ク装置からデータを受取る。

【００１９】このコマンドがリードコマンドの場合、制
御プログラム群５により制御されたディスク・コントロ
ーラ３がディスク７よりデータを読み出し、データ・バ
ッファ４を経由してホストコンピュータ１にデータを転
送する。従来の先読みキャッシュ制御方式では、ホスト
コンピュータ１からリード要求されたディスク７上の領
域に加えて物理的にシーケンシャルに続く領域も同時に
ディスク７上から読み出しを実行し、このデータをデー
タ・バッファ４内に保持し、次に発行されたリードコマ
ンドのリード要求領域のデータがデータ・バッファ４内
に存在する場合、ディスク７上からの読み出しを実行す
ることなくデータ・バッファ４から直接、ホストコンピ
ュータ１に対してデータ転送を実行するよう制御プログ
ラム群５中のキャッシュ制御プログラム６により制御さ
れていた。

【００２０】これに対して、本実施の形態では、ホスト
コンピュータ１が有するオペレーティングシステムのフ
ァイル管理情報を用いて先読みするディスク７上の領域
を決定する先読みキャッシュ制御方式を実施するもので
あり、以下に詳述するキャッシュ制御方法を実施するの
は、制御プログラム群５中のキャッシュ制御プログラム
６、ファイル管理テーブル８およびＦＡＴテーブル９で
ある。

【００２１】図２は、本実施の形態で実施される先読み
領域決定プロセスの一例を示すフローチャートである。
ステップ１０ではタスクファイルより当該コマンドの論
理アドレスを取得する。ステップ１１、１２ではディス
ク７上に書かれているファイル管理情報およびＦＡＴ情
報をＲＡＭ上に展開する。ステップ１３ではステップ１
０で得られた論理アドレスおよびステップ１１でＲＡＭ
上に展開したファイル管理情報をもとに当該クラスタ番
号を演算する。ステップ１４ではステップ１３で得られ
た当該クラスタ番号をステップ１２でＲＡＭ上に展開し
たＦＡＴ情報の中から検索しホストコンピュータが次に
発行してくるコマンドのクラスタ番号を取得する。ステ
ップ１５ではステップ１４で得られたクラスタ番号を基
にホストコンピュータが次に発行してくるコマンドの論
理アドレスを演算する。そして、この演算で得られた論
理アドレスのデータをディスク７からデータ・バッファ
４に先読みする。

【００２２】以上のプロセスにより当該コマンドの論理
アドレスを基にホストコンピュータが次に発行してくる
コマンドの論理アドレスを導くことができる。

【００２３】以下に本実施の形態で使用するＭＳ−ＤＯ
Ｓのファイル管理情報および演算式について具体的に説
明する。

【００２４】たとえば、ＭＳ−ＤＯＳＶｅｒ．４．ｘ以
降においては、ディスク７上のフォーマットは図３のよ
うになっている。

【００２５】図３において、１６はＩＰＬ（Ｉｎｉｔｉ
ａｌ Ｐｒｏｇｒａｍ Ｌｏａｄｅｒ）領域、１７はＦ
ＡＴ（Ｆｉｌｅ Ａｌｌｏｃａｔｉｏｎ Ｔａｂｌｅ）
領域、１８はルート・ディレクトリ領域、１９はデータ
領域を示す。

【００２６】上述の構成において、ＩＰＬ領域１６は、
ファイル管理情報およびＭＳ−ＤＯＳを起動するための
プログラムが格納されている領域である。ＩＰＬ領域１
６の次に位置するのはＦＡＴ領域１７であり、ＦＡＴ領
域１７は、ディスク７上のファイルの格納位置を示すポ
インタ（クラスタ番号）が格納されている領域であり、
ディスク７上に不連続に記録されているファイルをクラ
スタ番号によりチェーン接続して見かけ上ファイルが連
続したクラスタに格納されているように管理するために
使われる。ＦＡＴ領域１７の次に位置するのはルート・
ディレクトリ領域１８であり、ルート・ディレクトリ領
域１８は、ファイル名、ファイル作成日時、ファイルの
先頭クラスタ番号などで構成されているディレクトリ・
エントリが格納されている領域である。ルート・ディレ
クトリ領域１８の後には、データが格納されているデー
タ領域１９がある。

【００２７】次にＩＰＬ領域１６の詳細を説明する。図
４にＭＳ−ＤＯＳＶｅｒ．４．ｘ以降のＩＰＬ領域１６
のフォーマットを示す。図４において、２０はＩＰＬへ
のジャンプアドレス、２１はＯＥＭメーカ名およびバー
ジョン、２２は１セクタ当りのバイト数、２３は１クラ
スタ当りのセクタ数、２４は予約セクタ数、２５はＦＡ
Ｔの数、２６はルート・ディレクトリのエントリ数、２
７は論理セクタ数、２８はメディア・ディスクリプタ・
バイト、２９は１ＦＡＴ当りのセクタ数、３０は１シリ
ンダ当りのセクタ数、３１はヘッド数、３２は隠れセク
タ数、３３はＩＰＬ領域を示す。また２２〜３０は総称
してＢＰＢ（ＢＩＯＳ Ｐａｒａｍｅｔｅｒ Ｂｌｏｃ
ｋ）と言う。

【００２８】上述の構成において、ＩＰＬへのジャンプ
アドレス２０にはＩＰＬのアドレスが、ＯＥＭメーカ名
およびバージョン２１にはＯＥＭメーカ名およびバージ
ョンが、１セクタ当りのバイト数２２には１セクタ当り
のバイト数が、１クラスタ当りのセクタ数２３には１ク
ラスタ当りのセクタ数が、予約セクタ数２４にはＩＰＬ
に使用するセクタ数が、ＦＡＴの数２５にはＦＡＴの数
が、ルート・ディレクトリのエントリ数２６にはルート
・ディレクトリの数が、論理セクタ数２７にはディスク
７上のセクタ数の合計数が、メディア・ディスクリプタ
・バイト２８にはディスク媒体の種類が、１ＦＡＴ当り
のセクタ数２９には１ＦＡＴ当りのセクタ数が、１シリ
ンダ当りのセクタ数３０には１シリンダ当りのセクタ数
が、ヘッド数３１にはヘッド数が、隠れセクタ数３２に
はパーティションを切る際必要となる隠れセクタ数が、
ＩＰＬ領域３３にはＩＰＬプログラムが格納されてい
る。

【００２９】これらＩＰＬ領域１６のパラメータのうち
先読み領域を決定する際に使用するパラメータは、１セ
クタ当りのバイト数２２、１クラスタ当りのセクタ数２
３、予約セクタ数２４、ＦＡＴの数２５、ルート・ディ
レクトリのエントリ数２６、１ＦＡＴ当りのセクタ数２
９である。これらのパラメータは図５に示すフォーマッ
トでディスク７上からＲＡＭ上のテーブルにファイル管
理テーブル８として展開する。図５において、３４は１
セクタ当りのバイト数、３５は１クラスタ当りのセクタ
数、３６は予約セクタ数、３７はＦＡＴの数、３８はル
ート・ディレクトリのエントリ数、３９は１ＦＡＴ当り
のセクタ数を示す。

【００３０】次にルート・ディレクトリ領域１８の内容
を説明する。図６にＭＳ−ＤＯＳＶｅｒ．４．ｘ以降の
ルート・ディレクトリ領域１８のフォーマットを示す。
図６において、４０はルート・ディレクトリ・エント
リ、４１はファイル名、４２は拡張子、４３は属性、４
４はリザーブ、４５はリザーブ、４６は変更時刻、４７
は変更日付、４８は先頭クラスタ番号、４９はファイル
サイズを示す。ルート・ディレクトリ領域１８には、各
ファイルに対応するルート・ディレクトリ・エントリ４
０がファイル数分格納されている。

【００３１】次にＦＡＴ領域１７の内容を説明する。図
７にＦＡＴの例を示す。図７において、５０はクラスタ
番号、５１はファイル１の先頭クラスタ番号、５２は次
のクラスタ番号、５３はファイル２の先頭クラスタ番
号、５４はファイル１内の最終クラスタ番号、５５はフ
ァイル２内の最終クラスタ番号を示す。図７の例では、
ルート・ディレクトリ・エントリ４０の先頭クラスタ番
号４８が０００００００２であるとするとクラスタのつ
ながりは、０００００００２−−＞０００００００３−
−＞０００００００５−−＞０００００００８となるこ
とが判る。これらＦＡＴ領域１７からは先読み領域を決
定する際に使用するクラスタのつながり情報を得る。こ
のクラスタのつながり情報は、図８に示すフォーマット
でディスク７上からＲＡＭ上のテーブルにＦＡＴテーブ
ル９として展開する。図８において、５６はファイル１
のクラスタのつながり情報を、５７はファイル２のクラ
スタのつながり情報を、５８はファイル１のクラスタの
つながりの終わりを、５９はファイル２のクラスタのつ
ながりの終わりを示す。

【００３２】以上ファイル管理情報より得られたパラメ
ータをもとにリードコマンドの当該論理アドレスから当
該クラスタ番号を算出する。算出式は次の（式１）〜
（式３）で表される。

【００３３】

【数１】

【００３４】

【数２】

【００３５】

【数３】

【００３６】次に、上述の算出式より求められた当該ク
ラスタ番号をもとにこれにつながる次のクラスタ番号を
検索する。検索にはＦＡＴ領域１７のクラスタのつなが
り情報を利用するが図７に示すフォーマットではそのま
ま検索には使用できないため、図８に示すフォーマット
でこの情報をＲＡＭ上のＦＡＴテーブル９に展開する。
先の算出式で得られた当該クラスタ番号をこのＦＡＴテ
ーブル９の中から検索し、クラスタ番号が一致したなら
そのＲＡＭ上のアドレスの次アドレスを読むことで当該
クラスタ番号につながる次クラスタ番号を得ることがで
き、さらに次アドレスを読むことで次次クラスタ番号を
得ることができる。そして、つながりの終わりを示すＦ
ＦＦＦＦＦＦＦが検出されるまで検索を続ける。次に、
検索で得られた次クラスタ番号を逆算して次論理アドレ
スを求める。算出式には次の（式４）および前述の（式
２）および（式３）を用いる。

【００３７】

【数４】

【００３８】この算出式で求められた論理アドレスが当
該リードコマンドの後に発行されるリードコマンドのリ
ード要求領域であり、この領域を先読み領域に決定す
る。

【００３９】このように、本実施の形態の場合には、ホ
ストコンピュータ１のオペレーティングシステムがディ
スク７上に生成するファイル管理テーブルのデータを用
いて、ディスク７上の任意のファイルに対するホストコ
ンピュータ１からのリード要求に対して、当該ファイル
に含まれる任意のデータのディスク７上における格納位
置を選択的に予知して、ディスク７からデータ・バッフ
ァ４上に正確に先読みすることができるため、実使用環
境下において、リード要求されたデータがデータ・バッ
ファ４に存在する確率、すなわちキャッシュヒット率を
確実に向上させることができる。

【００４０】なお、上述の説明では、ファイル管理情報
をディスク７上から取得する場合を説明したが、可能で
あれば、ホストコンピュータ１上のオペレーティング・
システムが主記憶等にもつファイル管理情報をディスク
・コントローラ３が参照するようにしてもよいし、ある
いは、オペレーティング・システムが主記憶等にもつフ
ァイル管理情報をディスク７に反映させるような要求を
ディスク・コントローラ３からホストコンピュータ１に
発行して、最新のファイル管理情報をディスク７を経由
して取得するようにしてもよい。これにより、時々刻々
変化するファイル管理情報の最新のものを取得してより
的確な先読み動作を実現できる。

【００４１】（実施の形態２）図９は、本発明の第２の
実施の形態であるディスク装置の作用の一例を示すフロ
ーチャートである。この第２の実施の形態の場合には、
ディスク７上におけるファイル管理情報の有無を調べ、
ディスク７上にファイル管理情報を持たないファイルシ
ステムに対応するようにしたものである。すなわち、図
２に例示された先読み領域決定プロセスにおいて、ホス
トからのコマンドの論理アドレスを取得後（ステップ１
０）、ファイル管理情報の有無を調べ（ステップ６
０）、ファイル管理情報が存在する場合には、前述の第
１の実施の形態と同様の操作を行う（ステップ１１〜１
５）。一方、ファイル管理情報がない場合には、当該コ
マンドのアクセス要求ブロック数を取得した後（ステッ
プ６１）、先読み論理アドレス、およびブロック数の演
算を行う。この場合には、たとえば、特表昭５９−５０
２０４４号公報に記載された技術を用いて、アクセス要
求のあった論理アドレスの領域の物理的に近傍の領域の
データを必要なブロック数だけシーケンシャルに先読み
する。

【００４２】このように、この第２の実施の形態の場合
には、ファイル管理情報の有無に応じて、各々に的確な
先読み動作を行わせることが可能になり、多様なファイ
ルシステムにおける効率的な先読み動作が可能になる。

【００４３】以上本発明者によってなされた発明を実施
の形態に基づき具体的に説明したが、本発明は前記実施
の形態に限定されるものではなく、その要旨を逸脱しな
い範囲で種々変更可能であることはいうまでもない。

【００４４】たとえば、上述の実施の形態では、オペレ
ーティングシステムの一例としてＭＳ−ＤＯＳを例に採
って説明したが、これに限らず、ディスク媒体上にファ
イル管理情報を設定する一般のオペレーティングシステ
ムの場合にも広く適用することができる。たとえば、日
経ＢＰ社、１９９４年６月２１日発行、日経バイト別冊
「最新パソコン技術大系」Ｐ３２９、等に記載されてい
るように、ワークステーションやミニコンピュータ等の
オペレーティング・システムの一つであるＵＮＩＸ（Ｕ
ＮＩＸは、Ｘ／Ｏｐｅｎ Ｃｏｍｐａｎｙ Ｌｉｍｉｔ
ｅｄがライセンスしている米国ならびに他の国における
登録商標である）におけるファイル管理情報であるｉノ
ード領域の情報をファイル管理情報として用いても第１
の実施の形態と同様の効果が得られる。

【００４５】

【発明の効果】本発明のディスク装置によれば、実使用
条件下でのキャッシュヒット率を向上させることができ
る、という効果が得られる。

【００４６】また、ファイル管理情報を用いてディスク
媒体上のデータを管理する任意のオペレーティングシス
テムの下で、キャッシュヒット率を向上させることがで
きる、という効果が得られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の実施の形態であるディスク装置
を含むコンピュータシステムの構成の一例を示す概念図
である。

【図２】本発明の第１の実施の形態であるディスク装置
で実施される先読み領域決定プロセスの一例を示すフロ
ーチャートである。

【図３】本発明の第１の実施の形態であるディスク装置
においてＲＡＭ上に設定されるファイル管理テーブルの
構成の一例を示す概念図である。

【図４】ＭＳ−ＤＯＳＶｅｒ．４．ｘ以降でのＩＰＬ領
域のフォーマットの一例を示す概念図である。

【図５】本発明の第１の実施の形態であるディスク装置
のＲＡＭに展開されるファイル管理テーブルの一例を示
す概念図である。

【図６】ＭＳ−ＤＯＳＶｅｒ．４．ｘ以降でのルート・
ディレクトリ領域のフォーマットの一例を示す概念図で
ある。

【図７】ＭＳ−ＤＯＳＶｅｒ．４．ｘ以降でのＦＡＴ領
域の一例を示す概念図である。

【図８】本発明の第１の実施の形態であるディスク装置
のＲＡＭに展開されるＦＡＴテーブルの一例を示す概念
図である。

【図９】本発明の第２の実施の形態であるディスク装置
の作用の一例を示すフローチャートである。

【符号の説明】

１…ホストコンピュータ、２…ＩＤＥインターフェイ
ス、３…ディスク・コントローラ、４…データ・バッフ
ァ、５…制御プログラム群、６…キャッシュ制御プログ
ラム、７…ディスク、８…ファイル管理テーブル、９…
ＦＡＴテーブル、１６…ＩＰＬ領域、１７…ＦＡＴ領
域、１８…ルート・ディレクトリ領域、１９…データ領
域、２０…ＩＰＬへのジャンプアドレス、２１…ＯＥＭ
メーカ名およびバージョン、２２…１セクタ当りのバイ
ト数、２３…１クラスタ当りのセクタ数、２４…予約セ
クタ数、２５…ＦＡＴの数、２６…ルート・ディレクト
リのエントリ数、２７…論理セクタ数、２８…メディア
・ディスクリプタ・バイト、２９…１ＦＡＴ当りのセク
タ数、３０…１シリンダ当りのセクタ数、３１…ヘッド
数、３２…隠れセクタ数、３３…ＩＰＬ領域、３４…１
セクタ当りのバイト数、３５…１クラスタ当りのセクタ
数、３６…予約セクタ数、３７…ＦＡＴの数、３８…ル
ート・ディレクトリのエントリ数、３９…１ＦＡＴ当り
のセクタ数、４０…ルート・ディレクトリ・エントリ、
４１…ファイル名、４２…拡張子、４３…属性、４４…
リザーブ、４５…リザーブ、４６…変更時刻、４７…変
更日付、４８…先頭クラスタ番号、４９…ファイルサイ
ズ、５０…クラスタ番号、５１…ファイル１の先頭クラ
スタ番号、５２…次のクラスタ番号、５３…ファイル２
の先頭クラスタ番号、５４…ファイル１内の最終クラス
タ番号、５５…ファイル２内の最終クラスタ番号、５６
…ファイル１のクラスタのつながり情報、５７…ファイ
ル２のクラスタのつながり情報、５８…ファイル１のク
ラスタのつながりの終わり、５９…ファイル２のクラス
タのつながりの終わり。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 上位装置との間で授受されるデータが格
   納されるディスク媒体と、前記ディスク媒体よりも高速
   なアクセスが可能なデータバッファとを備え、前記ディ
   スク媒体上の任意のデータを前記データバッファに複写
   し、可能な限り前記データバッファ上のデータを用いて
   前記上位装置のアクセス要求に応答するディスク装置で
   あって、 前記上位装置のオペレーティングシステムが前記ディス
   ク媒体のシステムエリア上で管理するファイル管理情報
   を用い、前記ディスク媒体上の任意のファイルに対して
   前記オペレーティングシステムが発行するアクセス要求
   の論理アドレスに基づいて、当該ファイルに属する前記
   データ群の前記ディスク媒体上における格納位置を求
   め、必要に応じて前記格納位置から前記データを前記デ
   ータバッファ上に先読みする制御手段を有することを特
   徴とするディスク装置。