JPH09185864A - 記録ディスクアクセス制御方法およびその装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 記録ディスクのランダムアクセスをリアルタ
イム性を保ちつつ高速に実現可能な記録ディスク制御方
法を提供する。 【解決手段】 ブロックアロケータ１は、ヘッドの平均
移動距離でのヘッドの回転待ち時間が小さくなるように
スキューを決定し、当該スキューに基づいてデータブロ
ックをディスク５上の所定の位置に配置すると共に、そ
のブロックマップ３を生成する。スケジューラ２は、ヘ
ッドの移動量が少なくなるように、複数のアクセスリク
エスト４０の順番を並べ替えるスケジューリングを行
い、スケジュールされた順番でアクセス指示をＳＣＳＩ
デバイスドライバ６に出力する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は高速な転送速度とデ
ィスク上の不連続な場所のアクセス（ランダム・アクセ
ス）とが必要とされる記録ディスクアクセス制御方法お
よびその装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータの高速化に伴い、高速でラ
ンダムなアクセスが可能なディスク装置はますますその
重要性を増している。近年、特に注目されているマルチ
メディア技術では、ディジタルデータとしてディスクに
格納した動画像や音声を高速にかつディスク上の互いに
離れた場所からアクセスすることが必須である。すなわ
ち、動画像、音声などのマルチメディア・データ用のス
トレージには、高い転送速度とリアルタイム性が必要と
される。高い転送速度は大量の動画像や音声を扱う上で
当然必要となる。一方、リアルタイム性とは処理時間の
上限が保証されていることを意味する。例えば動画像は
毎秒３０枚、一定の間隔でつぎつぎに表示されないと動
きがぎこちなくなる。

【０００３】また、ディスクの能力が追い付かず音声デ
ータが不足すれば音が途切れて不快なノイズを発する。
このようにマルチメディアのデータはそれぞれが特定の
時刻に用意され使用されないと情報としての価値が激減
してしまう。したがってマルチメディア用のストレージ
では最悪の場合でもこれだけの時間で処理できる、とい
う上限が保証されていることが重要である。さもない
と、たとえ平均的な性能が仕様を満足していても、一時
的にデータが間に合わないということが起きかねない。
処理時間の最大値が保証されていることをリアルタイム
性と呼び、マルチメディア分野では欠かせない機能であ
る。

【０００４】従来のコンピュータ用のストレージでは平
均性能の向上が第一目標であり、必ずしも最悪値が低く
抑えられてはいなかった、つまりストレージ処理時間の
ばらつきが大きく、この点がマルチメディア用のストレ
ージとは対照的である。しかも、主要なマルチメディア
の応用分野（アプリケーション）においては物理的に離
れた場所のデータを次々にアクセスすること（ランダム
・アクセス）が高速に行なえなくてはならない。例えば
ビデオ・オン・デマンド（ＶＯＤ）は大勢の視聴者がそ
れぞれ好みの番組を好きな時に呼び出して見るシステム
であるが、これを実現するには多数の視聴者からの要求
を並行して処理し、各視聴者が現在見ている部分のデー
タを素早く用意しなくてはならない。このため、ディス
ク上のさまざまな場所に格納されている映画などのソー
スを高速にたどってまわることが必要になる。

【０００５】また、近年ではビデオや映画の編集はテー
プやフィルムを用いずに、ディスクを使用して行なわれ
る。テープでは、オーバーライトを避けるために、例え
ば１時間の番組を作った後で先頭付近に数秒のシーンを
挿入する場合、挿入個所よりあとのすべての映像を後ろ
にずらして再度録画しなくてはならない。アナログオー
ディオカセットテープの高速再生とは異なり、そのよう
なビデオプログラムの再度の録画にはほぼ番組１本分の
時間が必要であり、効率が悪い。しかし、ディスクでは
ランダムアクセスが可能なため、挿入部分をディスク上
の別の場所に置いておき、再生時にはその場所にいった
んジャンプして挿入された映像をアクセスし、その後で
もとの場所に戻り、映像の再生を続ければよい。この考
えをさらに発展させ、番組の各シーン（カット）はディ
スク上の別々の場所に置いておき、再生時にこれを高速
にたどりながらあたかも連続した一本のテープを再生し
ているかのように見せる技術が知られている。このよう
にすれば、シーンの入れ換えや長さの変更は、ディスク
上のデータをたどる順番を変更するだけで可能なので、
編集の効率が極めて高い。これをノン・リニア編集と呼
ぶ。ただし、この場合にもディスク上の物理的に離れた
場所を高速にたどることが必要である。

【０００６】これらの例に見られるように、マルチメデ
ィアの応用分野ではディスク上の不連続な場所をたどり
ながら（これをランダム・アクセスと呼ぶ）高速にデー
タをアクセスすることが極めて重要であるが、不連続な
場所への移動にはシーク時間と呼ばれる、ヘッドが所望
のシリンダまで移動するための時間と、回転待ち時間と
よばれる、シリンダ内でデータの先頭が現れるまでディ
スクの回転を待つ時間とが必要である。これらの時間を
アクセスのオーバヘッドと呼ぶ。これが実際にデータを
アクセスしている時間に比べて大きいほどディスクから
のデータ転送に時間がかかることになり、性能が低下す
る。

【０００７】今、ディスクのシーク時間をＴｓ、回転待
ち時間をＴｒとすれば、ディスクアクセスのオーバヘッ
ドはＴｓ＋Ｔｒとなる。ディスクのヘッドがデータ上に
存在し、実際にアクセスをしている時間をＴｔとおけ
ば、離れた場所へのヘッドのジャンプが一切ない場合と
比べた効率は下記式（１０）に示すように低くなる。

【数１０】 Ｔｔ ／ （Ｔｔ ＋ Ｔｓ ＋ Ｔｒ） （１０） すなわち、ディスク上のデータを端から順に（シーケン
シャルに）アクセスする場合と比べて、離れた場所のデ
ータをたどりながら（ランダム・アクセス）する場合に
はこれだけの性能の低下を想定しなくてはならない。従
ってリアルタイム性（処理時間の上限を定め、常にそれ
以下で動作することを保証する）を保ちつつランダム・
アクセス時の性能低下を抑えることがマルチメディア用
ディスクの課題である。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】ところで、ディスクの
アクセスのリアルタイム性を保証する方法に関しては近
年研究が進められている。例えば、D.Anderson, Y.Osaw
a, R.Govindan 著の"A File System for Continuous Me
dia", ACM Transactions on Computer Systems,Vol.10,
No.4, pp.311-337, 1992 （以下 [Anderson92] ）に
おいてはディスクから読み出したデータを一時的に格納
するバッファメモリの量と一回のアクセスで読み出すデ
ータ量との関係を最適化することでシステムの性能の向
上を計っている。

【０００９】しかし、ディスクのアクセスのオーバヘッ
ドに関しては、解析を容易にするためにシーク時間も回
転待ち時間も考えられる最悪の値がランダムアクセスの
都度発生すると仮定している。すわなち、シーク時間は
最内周から最外周まであるいは最外周から最内周までシ
ークする時の時間が最長シーク時間として採用され、ち
ょうど一回転分待つための時間が回転待ち時間として採
用される。これらの２つの値が加えられてオーバヘッド
が得られる。もちろん、このように仮定すれば処理時間
の最悪値の見積もりとして極めて安全であるが、毎回必
ずこのような動作をすることは実際にはないので、現実
にディスクから引き出せる性能と比べて最悪値の見積も
りはだいぶ低いものとなり、そのような見積もりは設計
データとしての意義が薄い。

【００１０】また、V.Rangan, H.Vin 著の"Efficient S
torage Techniques for Digital Continuous Multimedi
a", IEEE Transactions on knowledge and data engine
ering, Vol.5, No.4, pp.564-573, 1993 （以下 [Rang
an93] ）においては映像ファイルを複数個のセグメント
に切り、それぞれのセグメントを別の場所に格納する
時、セグメントの長さとセグメント間の間隔をどのよう
に決定すればリアルタイム性を保てるかを検討してい
る。

【００１１】しかしここでもセグメント間をジャンプす
る時（ランダム・アクセス時）には[Anderson92]と同様
に毎回最悪のオーバヘッドが発生すると仮定しているた
め、同様な問題がある。これらの研究と比較して、最悪
値をより低く抑えようとする試みもある。それによっ
て、それだけ高い性能でリアルタイム・ランダムアクセ
スが保証出来る。N.Reddy, J.Wyllie 著の "Disk sched
uling in a multimedia I/O system",ACMMultimedia 9
3, pp.225-233, 1993. （以下 [Reddy93]）、およびJ.
Gemmel, J.Han 他著の "Delay-Sensitive Multimedia o
n Disk", IEEE Multimedia 1994, pp.56-67, 1994.
（以下 [Gemmel94] ）、およびM.Chen, D.Kandlur, P.Y
u 著の"Optimization of the Grouped Sweeping Schedu
ling (GSS) with Heterogeneous Multimedia Streams",
ACM Multimedia 93,pp.235-242, 1993. （以下 [Chen9
3] ）はいずれもSCANと呼ばれるヘッドスケジューリン
グ・アルゴリズムを用いてオーバヘッドを抑えることを
試みるものである。

【００１２】ヘッドスケジューリングとは、ディスク上
の複数の場所のアクセスが必要な場合に、アクセスの順
番を工夫することでシーク時間を減少させる方法であ
る。図１６に示すSCANアルゴリズムにおいては与えられ
た複数のＩ／Ｏ要求（＃１、＃２、…）をディスクの半
径方向にソートして順に処理するアルゴリズムであり、
Ｉ／Ｏ要求の到着順(#1, #2, …) に処理したら発生し
たであろうヘッドの往復動作を防ぐことができ、ひいて
はそれぞれのシーク時間を減少させることが出来る。ヘ
ッドスケジューリングのアルゴリズムは多くのものが知
られており例えばH.Deitel 著 Operating Systems, Add
ison Wesley, 1990. に詳しく述べられている。

【００１３】[Reddy93] 、[Gemmel94]、[Chen93] はい
ずれもSCANアルゴリズムの使用を前提にしており、この
ためにシーク時間を抑えることができる。したがってオ
ーバヘッドの最悪値を低くすることが可能で、[Anderso
n92]や[Rangan93]と比べて高い性能を保証出来る。しか
し、SCANアルゴリズムによって抑えることができるのは
シーク時間のみであり、回転待ち時間の低減に関して言
及したものはこれまでなかった。[Reddy93] ではゼロ・
レイテンシ・アクセス機構と呼ばれる特殊な機能がディ
スクに存在することを仮定する。ゼロ・レイテンシ・ア
クセス機構は、ヘッドが所望のトラックに到達した時点
で、たとえデータの途中からでもディスクからどんどん
読みだし、間に合わなかったデータの先頭部分はあとで
ディスクが一回転してその部分が戻ってきた時に改めて
読む、という方法である。従って、ディスクが１回転す
ればかならず所望のデータはすべて読み出すことが出来
るので、回転待ちとデータのアクセスの合計は最大でも
１回転分の時間となる。

【００１４】しかし、現実のディスクでこの機構を搭載
しているものはほとんどなく、[Reddy93] の仮定は現実
的ではないという問題がある。さらに、たとえゼロ・レ
イテンシ・アクセス機構が搭載されていたとしても、デ
ータ長がちょうどトラック長の整数倍でない限り、回転
待ちはやはり発生する。例えば、データ長が２．５トラ
ック分の長さであるとき、最初の２トラック分に関して
は、ゼロ・レイテンシ・アクセス機構によってシーク後
ただちにデータの読み出し・書き込みが開始できるが、
最後に残る０．５トラック分については、その部分にヘ
ッドが到達するまでに回転待ちを避けることができな
い。一方[Gemmel94]は、回転待ちは制御や予測が不可能
な量であるとして、常に最大値を加算してオーバヘッド
を見積もる方法を取る。これは安全であるが無駄も多
く、そこが問題となる。さらに[Chen93]は回転待ちは無
視出来る補正項として扱っているが、これは現実的では
ない。例えば最近の高速なディスクでは回転周期が８．
３ｍＳであり、一方SCANアルゴリズムを使用すればシー
ク時間の最大値は６ｍＳ程度あるいはそれ以下に抑える
ことができるので回転待ちは支配的である。さらに、空
気抵抗やモータの消費電力による発熱の面からも、今後
回転速度の飛躍的向上を望むことは難しく、回転待ちの
減少は解決すべき最大の課題となっている。

【００１５】回転待ちの削減が重要であることはコンピ
ュータ用の通常のファイルシステムにおいても指摘され
ている。S.Ng 著 "Improving Disk Performance Via L
atency Reduction", IEEE Transactions on Computers,
Vol.40, No.1,January 1991,pp.22-30. （以下 [Ng9
1] ）は回転方向に位相をずらしたデータのコピーを用
意するなどの方法でリード時の平均回転待ち時間を削減
する方法について述べる。しかし、この方法はデータ量
の多いマルチメディア用途への応用は困難である。

【００１６】本発明は以上のような状況に鑑みてなされ
たものであり、シーク時間と回転待ち時間の両方を低く
抑えることで、ランダム・アクセスをリアルタイム性を
保ちつつ高速に実現できる記録ディスクアクセス制御方
法およびその装置を提供することを目的とする。このよ
うな、記録ディスクアクセス制御方法およびその装置は
需要の増しつつあるマルチメディア・データ用のストレ
ージとして好適である。

【００１７】

【課題を解決するための手段】上述した従来技術の問題
点を解決し、上述した目的を達成するために、本発明の
記録ディスクアクセス制御方法は、ヘッドが記録ディス
クに対してアクセスするときの平均移動距離での回転待
ち時間が短くなるようにスキューを決定し、少なくとも
前記決定されたスキューに基づいて、データブロックの
記録ディスク上における位置を決定し、前記ヘッドによ
る前記記録ディスクに対するアクセス時に、前記ヘッド
の移動量が少なくなるように、入力した複数のディスク
アクセス要求の順番をスケジューリングし、前記スケジ
ューリング結果に基づいて、前記ヘッドによる前記記録
ディスクのアクセスを行う。

【００１８】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
方法は、好ましくは、前記データブロックの記録ディス
ク上における位置の決定は、前記スキューに加えて、同
一データブロック内での先頭と末尾との角度差を示すギ
ャップに基づいて行う。

【００１９】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
方法は、好ましくは、複数のデータブロックについてス
キューとギャップとのそれぞれの組み合わせに関する組
み合わせデータを決定し、前記記録ディスク上の各デー
タブロックの位置に応じて、前記組み合わせデータを選
択的に使用する。

【００２０】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
方法は、好ましくは、前記記録ディスクの外側から内側
の全領域にわたって前記ギャップが一定であるようにデ
ータブロックの大きさを変化させる。

【００２１】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
方法は、好ましくは、前記記録トラックの半径の差異に
よって生じるデータブロックのギャップの変化に応じて
前記スキューを決定する。

【００２２】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
方法は、好ましくは、前記スケジューリングは、前記記
録ヘッドを現在位置から前記記録ディスクの内周もしく
は外周に向かって移動させた時に前記記録ヘッドに近い
ものから順に並ぶように複数のディスクアクセスの要求
の順序を交換し、前記データブロックの記録ディスク上
における位置の決定は、下記式（１１）で与えられるデ
ィレイ時間Ｔｄ（Ｌ）と、下記式（１２）で与えられる
平均シーク距離Ｌａ付近におけるシーク時間Ｔｓ（Ｌ）
との差が回転周期と比較して十分に小さくなるように、
スキューに加えて、同一のデータブロックの始めと終わ
りとの間の角度の差異を示すギャップに基づいて行われ
る。

【００２３】

【数１１】 Ｔｄ（Ｌ）＝（Ｌ・Ｂｃ・θｓ＋θｇ＋２ｍπ）／ω （１１）

【００２４】

【数１２】 Ｌａ ＝ Ｌｔ ／ （Ｎー１） （１２） ここでＬはシーク距離で単位はシリンダ数、Ｂｃは１シ
リンダ内に存在するデータブロック数、θｓはスキュー
で単位はラジアン、θｇはギャップで単位はラジアン、
ωはディスクの回転速度（ラジアン／秒）、Ｌｔはアク
セス要求を順に並べた時の両端のアクセス位置間の距離
の最大値で単位はシリンダ数、Ｎは同時に処理するアク
セスの個数である。また、ｍはＴｄ（Ｌ）がシーク距離
Ｌにおけるシーク時間Ｔｓ（Ｌ）を越える範囲で最も小
さくなるように選択される。

【００２５】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
方法は、好ましくは、前記スケジューリングはヘッドを
現在位置から前記記録ディスクの内周もしくは外周に向
かって移動させた時に出会う順番となるように複数のデ
ィスクアクセスの要求の順序を交換し、前記データブロ
ックの記録ディスク上における位置の決定は、下記式
（１３）で与えられるディレイ時間Ｔｄ（Ｌ）が常にシ
ーク時間Ｔｓ（Ｌ）以上であり、かつＬａ付近において
シーク時間Ｔｓ（Ｌ）との差が回転周期と比較して十分
に小さくなるようにスキューに加えて、ギャップに基づ
いて行われる。

【００２６】

【数１３】 Ｔｄ（Ｌ）＝（Ｌ・Ｂｃ・θｓ＋θｇ）／ω （１３） ここでＬはシーク距離で単位はシリンダ数、Ｂｃは１シ
リンダ内に存在するデータブロック数、θｓはスキュー
で単位はラジアン、θｇはギャップで単位はラジアン、
ωはディスクの回転速度（ラジアン／秒）である。

【００２７】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
方法は、好ましくは、前記記憶ディスク上をヘッドが内
周から外周に移動する時に使用する第１の領域と、ヘッ
ドが外周から内周に移動する時に使用する第２の領域と
に分割し、前記データブロックの記録ディスク上におけ
る位置の決定は、おのおのの領域においてヘッドの移動
方向に基づいて最適なスキューとギャップを決定し、こ
の最適なスキューとギャップに基づいて、前記データブ
ロックの記録ディスク上における位置を決定し、前記ス
ケジューリングは、ヘッドの移動方向に合わせて前記第
１と第２の領域だけを選択的にアクセスする。

【００２８】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
方法は、好ましくは、前記記録ディスク上の第１の領域
と第２の領域とはディスクを半径方向に沿って２つ以上
の複数の部分に分割し、第１の領域と第２の領域とがと
もにディスク上の最内周から最外周まで分散するように
割り当てる。

【００２９】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
装置は、ヘッドが記録ディスクに対してアクセスすると
きの平均移動距離での回転待ち時間が短くなるようにス
キューを決定するスキュー決定手段と、少なくとも前記
決定されたスキューに基づいて、データブロックの記録
ディスク上における位置を決定するデータブロック配置
手段と、前記ヘッドによる前記記録ディスクに対するア
クセス時に、前記ヘッドの移動量が少なくなるように、
入力した複数のディスクアクセス要求の順番をスケジュ
ーリングするスケジュール手段とを有し、前記ヘッド
は、前記スケジューリング結果に基づいて、前記記録デ
ィスクにアクセスを行う。

【００３０】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
装置は、好ましくは、前記データブロック配置手段は、
前記スキューに加えて、同一データブロック内での先頭
と末尾との角度差を示すギャップに基づいて行う。

【００３１】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
装置は、好ましくは、前記データブロック配置手段は、
複数のデータブロックについてスキューとギャップとの
それぞれの組み合わせに関する組み合わせデータを決定
し、前記記録ディスク上の各データブロックの位置に応
じて、前記組み合わせデータを選択的に使用する。

【００３２】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
装置は、好ましくは、前記データブロック配置手段は、
前記記録ディスクの外側から内側の全領域にわたって前
記ギャップが一定であるようにデータブロックの大きさ
を変化させる。

【００３３】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
装置は、好ましくは、前記スキュー決定手段は、前記記
録トラックの半径の差異によって生じるデータブロック
のギャップの変化に応じて前記スキューを決定する。

【００３４】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
装置は、好ましくは、前記スケジュール手段は、前記記
録ヘッドを現在位置から前記記録ディスクの内周もしく
は外周に向かって移動させた時に近いものから順に並ぶ
ように複数のディスクアクセスの要求の順序を交換し、
前記データブロック配置手段は、下記式（１４）で与え
られるディレイ時間Ｔｄ（Ｌ）と、下記式（１５）で与
えられる平均シーク距離Ｌａ付近におけるシーク時間Ｔ
ｓ（Ｌ）との差が回転周期と比較して十分に小さくなる
ように、スキューに加えて、同一のデータブロックの始
めと終わりとの間の角度の差異を示すギャップに基づい
て行われる。

【００３５】

【数１４】 Ｔｄ（Ｌ）＝（Ｌ・Ｂｃ・θｓ＋θｇ＋２ｍπ）／ω （１４）

【００３６】

【数１５】 Ｌａ ＝ Ｌｔ ／ （Ｎー１） （１５） ここでＬはシーク距離で単位はシリンダ数、Ｂｃは１シ
リンダ内に存在するデータブロック数、θｓはスキュー
で単位はラジアン、θｇはギャップで単位はラジアン、
ωはディスクの回転速度（ラジアン／秒）、Ｌｔはアク
セス要求を順に並べた時の両端のアクセス位置間の距離
の最大値で単位はシリンダ数、Ｎは同時に処理するアク
セスの個数である。また、ｍはＴｄ（Ｌ）がシーク距離
Ｌにおけるシーク時間Ｔｓ（Ｌ）を越える範囲で最も小
さくなるように選択される。

【００３７】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
装置は、好ましくは、前記スケジュール手段はヘッドを
現在位置から前記記録ディスクの内周もしくは外周に向
かって移動させた時に出会う順番となるように複数のデ
ィスクアクセスの要求の順序を交換し、前記データブロ
ック配置手段は、下記式（１６）で与えられるディレイ
時間Ｔｄ（Ｌ）が常にシーク時間Ｔｓ（Ｌ）以上であ
り、かつＬａ付近においてシーク時間Ｔｓ（Ｌ）との差
が回転周期と比較して十分に小さくなるように、スキュ
ーに加えて、ギャップに基づいて前記記録ディスク上の
データブロックの位置を決定する。

【００３８】

【数１６】 Ｔｄ（Ｌ）＝（Ｌ・Ｂｃ・θｓ＋θｇ）／ω （１６） ここでＬはシーク距離で単位はシリンダ数、Ｂｃは１シ
リンダ内に存在するデータブロック数、θｓはスキュー
で単位はラジアン、θｇはギャップで単位はラジアン、
ωはディスクの回転速度（ラジアン／秒）である。

【００３９】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
装置は、好ましくは、前記記憶ディスク上をヘッドが内
周から外周に移動する時に使用する第１の領域と、ヘッ
ドが外周から内周に移動する時に使用する第２の領域と
に分割し、前記データブロック配置手段は、おのおのの
領域においてヘッドの移動方向に基づいて最適なスキュ
ーとギャップを決定し、この最適なスキューとギャップ
に基づいて、前記データブロックの記録ディスク上にお
ける位置を決定し、前記スケジュール手段は、ヘッドの
移動方向に合わせて前記第１と第２の領域だけを選択的
にアクセスする。

【００４０】また、本発明の記録ディスクアクセス制御
装置は、好ましくは、前記記録ディスク上の第１の領域
と第２の領域とはディスクを半径方向に沿って２つ以上
の複数の部分に分割し、第１の領域と第２の領域とがと
もにディスク上の最内周から最外周まで分散するように
割り当てる。

【００４１】本発明の記録ディスクアクセス制御方法お
よびその装置では、データブロックの配置を行なう際に
円周方向にずらしながら（スキューを与えて）配置する
ため、シーク動作中に所望のデータの先頭がヘッドの位
置を通り過ぎないように制御できる。このため、所望の
データの先頭が再び戻ってくるまでの時間を待つ必要が
なく、シーク時間と回転待ち時間の両方を低く抑え、ラ
ンダム・アクセスをリアルタイム性を保ちつつ高速に実
現できる。また、本発明の記録ディスクアクセス制御方
法およびその装置では、ヘッドが外周から内周に移動し
ている時に使用する領域と、内周から外周に移動してい
る時に使用する領域とでスキューを変化させることでヘ
ッドの移動方向に関わらず最適なスキューを与えること
ができる。

【００４２】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施形態に係わる
記録ディスクアクセス制御方法およびその装置について
説明する。第１実施形態 図１は、本実施形態に係わる記録ディスクアクセス制御
装置の構成図である。本実施形態に係わる記録ディスク
アクセス制御装置は、例えば、コンピュータにおいてソ
フトウェアを動作させることによって実現され、図１に
示す各ブロックは主要なプログラムモジュールあるいは
主要なデータ構造を表している。ブロックアロケータ
（配置手段）１はディスク５にデータをどのように配置
するかを、与えられたフォーマットパラメータ１０をも
とに決定する。ディスク５としては、例えば、磁気ディ
スク、光磁気（ＭＯ）ディスクあるいはハードディスク
（ＨＤＤ）などが用いられる。

【００４３】このフォーマットパラメータ１０は第１の
データのブロックの大きさ、SCANスケジュールを行なう
時の平均のヘッド移動距離Ｌａ、使用するドライブのシ
ーク時間関数Ｔｓ（Ｌ）、ディスク５の物理的フォーマ
ットを含む。平均のヘッド移動距離Ｌａは、ディスクの
総シリンダ数Ｌｔと、１回のスキャンで処理するアクセ
スの個数Ｎから下記式（１７）で与えられる。

【数１７】 Ｌａ ＝ Ｌｔ ／（Ｎー１） （１７）

【００４４】ドライブのシーク時間 Ｔｓ（Ｌ）はシー
ク距離Ｌ（シリンダ数）の関数であり、その値は使用す
るディスクドライブの機械的特性によって決まる。図４
にその例を示す。何個のアクセスリクエストをまとめて
スキャンで処理するかは、このディスクを使用するアプ
リケーションの性格、そこで求められる性能、使用でき
るバッファメモリの量などから決定する。まとめてスキ
ャンするアクセスリクエストの数Ｎは大きいほどディス
クのランダムアクセス性能が向上するが、必要なバッフ
ァメモリの量が増加するとともに、応答時間が増加する
という副作用がある。

【００４５】これらのフォーマットパラメータ１０は、
システム全体を管理するプログラム（図示しない）を処
理する中央プロセッサユニット（ＣＰＵ）が決定してブ
ロックアロケータ１に与える。本実施形態をノンリニア
編集用に応用した実施例ではＮ＝１０、Ｌａ＝３００を
ブロックアロケータ１に与えた。また、データ１ブロッ
クの大きさは画像データ１枚分であり、放送局などで使
用されるCCIR-601というフォーマットの場合は約７００
ＫＢ（キロ・バイト）である。もちろんこの数値は用途
やさまざまな要求仕様にあわせて自由に設定可能であ
る。

【００４６】ブロックアロケータ１は与えられたフォー
マットパラメータ１０に基づいて、各ブロックをディス
ク５上のどこに置くか決定する。この例では１ブロック
は画像１フレームであるが、もちろんＭＰＥＧなどの圧
縮画像を適当な長さに分割したものでも、またオーディ
オデータでも、基本的な考え方は同様である。ディスク
５は通常セクタと呼ばれる領域ごとにアクセスすること
ができる。一つのセクタは通常５１２Ｂ（バイト）から
４ＫＢ程度の大きさで、これを円周上に並べたドーナツ
型の領域をトラック、さらに複数枚重ねた磁気メディア
の同じトラックを集めた円筒状の領域をシリンダとよ
ぶ。

【００４７】画像や音声データの１ブロックは通常１セ
クタよりも大きいので、ブロックアロケータ１はそれぞ
れのブロックに対して複数のセクタを割り当てる。図５
に磁気メディアが１枚の場合の簡単な例を示す。図５に
おいて斜線によって示した部分、すなわちトラック
「１」の一周全部とトラック「２」のセクタ「０」〜
「６」とが１ブロックに対応する。この例ではメディア
は１枚なのでトラックとシリンダが同じ意味であった
が、磁気メディアが複数枚存在するディスクドライブの
場合は同じシリンダ内を全部使い切ったら隣接シリンダ
を使用するように割り当てを行なう。

【００４８】セクタへの割り当てを全部のブロックにつ
いて行ない、その結果をブロックマップ３に記入してブ
ロックアロケータ１の役割は終了する。ブロックアロケ
ータ１はセクタの位置をシリンダ番号、メディア番号
（何枚目のメディアか）、セクタ番号の組で指定する。
しかし、近年最も普及しているＳＣＳＩ(ANSI Small Co
mputer System Interface)仕様のドライブではドライブ
内のすべてのセクタに通し番号（論理セクタ番号）を与
え、これを用いてデータをアクセスするようになってい
る。尚、ＳＣＳＩでは、論理セクタのことを論理ブロッ
クアドレスと呼ぶが、画像や音声ブロックとの混同を避
けるために、論理セクタという言葉を用いる。そのた
め、物理アドレステーブル７に予めドライブが定める論
理セクタ番号と物理的なアドレスすなわち（シリンダ番
号、メディア番号、セクタ番号）との対応を格納してお
き、ブロックアロケータ１は物理アドレステーブル７を
参照して、所望の物理アドレスをＳＣＳＩの定める論理
セクタ番号に変換し、これをもブロックマップ３に記入
する。

【００４９】図６にブロックマップの例を示す。ブロッ
ク「０」に対応する情報は図５の斜線部と対応してい
る。一方、スケジューラ２は、以下のように動作する。
まず、システム全体を管理するプログラム（図示しな
い）がスケジュールパラメータ２０を決定し、スケジュ
ールパラメータ２０をスケジューラ２に与える。スケジ
ュールパラメータ２０には何個のアクセスリクエストを
まとめて１回のスキャンで処理するかを示す定数Ｎが含
まれる。

【００５０】さて、オペレータがディスク５に記録され
た動画像の再生開始を指示すると、図示しない適切な制
御プログラムを持つＣＰＵが、動画像を構成する画像の
１枚１枚について、それが格納されているブロックへの
アクセスリクエストを出す。これらのアクセスリクエス
ト４０はアクセスリクエストバッファ４に格納される。
スケジューラ２は、アクセスリクエストバッファ４に格
納されたアクセスリクエスト４０を先に到着したものか
ら順にＮ個ずつ取り出し、ブロックマップ３を参照して
これらのリクエストと対応するデータのディスク５上の
位置を求め、ヘッドの移動量が最小となるようにアクセ
スリクエストの順番を入れ換えてディスク５にアクセス
の指示を出す。アクセスの指示はディスクドライブの外
部インタフェースに合わせるため、ＳＣＳＩデバイスド
ライバ６でＳＣＳＩのプロトコルに変換されディスク５
に伝えられる。ディスク５から読み出されたデータはデ
ータバッファ８にいったん格納され、さらに装置のビデ
オインタフェースに転送される。

【００５１】また、オペレータが、動画像のディスク５
への記録開始を指示すると、図示しない適切な制御プロ
グラムを持つＣＰＵは、各イメージ毎に、その動画像を
構成するイメージが記録されたブロックにアクセス要求
を発する。これらのアクセスリクエスト４０は、アクセ
スリクエストバッファ４に記録される。それと同時に、
動画像を構成するイメージデータ８０は、ビデオインタ
ーフェース（図示しない）からデータバッファ８に転送
される。そのイメージデータ８０は、データバッファ８
に一時的に記録される。スケジューラ２は、アクセスリ
クエストバッファ４に記録されたＮ個のアクセス要求４
０を、先に到着したものから順に取り出す。次に、スケ
ジューラ２はブロックマップ３を参照しながら、これら
のリクエストに対応したデータのディスク５上の位置を
検出する。さらに、スケジューラ２は、ヘッドの総動作
量が最小になるように、アクセスリクエストの順番を替
え、ディスク５にアクセスするための指示を生成する。
そのアクセス指示は、ディスクドライブの外部インター
フェースに合うように生成され、ＳＣＳＩデバイスドラ
イバ６によってＳＣＳＩプロトコルに変換され、ディス
ク５に転送される。

【００５２】以下、ブロックアロケータ１の動作につい
て詳細に説明する。図１におけるフォーマットパラメー
タ１０として、１ブロックの大きさ、SCANスケジュール
を行なう時の平均のヘッド移動距離Ｌａ、使用するドラ
イブのシーク時間関数Ｔｓ（Ｌ）、ディスク５の物理的
フォーマット（シリンダ数、１トラック内のセクタ数、
シリンダを構成するメディアの枚数）が与えられると、
ブロックアロケータ１は各ブロックのディスク５上での
位置の決定を図２に示すステップＳ１〜Ｓ５の手順で行
なう。

【００５３】ステップＳ１で１シリンダ内に画像のブロ
ックが何個存在するか（Ｂｃ）を計算する。１シリンダ
内のセクタの総数はトラック内のセクタ数にメディアの
枚数を乗じたものである。１ブロックを格納するために
必要なセクタ数でこれを割れば、Ｂｃが求まる。

【００５４】ステップＳ２でギャップθｇを求める。ギ
ャップはブロックの先頭セクタと最終セクタとの角度差
である。例として、図５に斜線で示したブロックの場合
は先頭がトラック「１」のセクタ「０」、末尾はトラッ
ク「２」のセクタ「６」であるから、ギャップθｇは円
周の５／１２、すなわち５π／６ラジアンである。

【００５５】以上のデータをもとにステップＳ３でスキ
ューθｓを求める。ここで、スキューθｓとは、ディス
ク５上の隣接するブロックの先頭同士の円周方向におけ
る角度差をいう。まず、あるブロックを読み終わった時
点でのヘッドの位置を起点として、そこからＬシリンダ
移動した位置においてデータの先頭が円周方向の同じ角
度に達するまでの時間Ｔｄ（Ｌ）を式で表すと、下記式
（１８）のようになる。

【００５６】

【数１８】 Ｔｄ（Ｌ）＝（Ｌ・Ｂｃ・θｓ＋θｇ＋２・ｍ・π）／ω （１８）

【００５７】ここで、Ｌはシーク距離で単位はシリンダ
数、Ｂｃは１シリンダ内に存在するブロック数、θｓは
スキューで単位はラジアン、θｇはギャップで単位はラ
ジアン、ωはディスクの回転速度（ラジアン／秒）、ｍ
はＴｄ（Ｌ）が正となるような任意の整数である。

【００５８】図７は、上記式（１８）の意味をディスク
上で説明するものである。図７においていまちょうどブ
ロック「０」のアクセスが終了したとする。ヘッドは中
心から見て角度７０の方向にあるものとする。いま、同
じブロック「０」を再度アクセスすることを考えるとギ
ャップθｇの分だけディスクが回転するのを待たないと
いけないからθｇ／ωの待ち時間が発生する。

【００５９】また、ブロック「ｎ」の先頭に関してはブ
ロック「０」のギャップθｇとｎブロック分のスキュー
（ｎθｓ）との和の角度だけディスクの回転を待たなく
てはならない。これには、ｎθｓ／ωの時間を要する。
ディスクは回転しているからこうして得られた時間に回
転周期（Ｔｒｏｔ）の整数倍を加えた時刻にもデータの
先頭はヘッドの存在する位置に到達する。ｎブロック移
動する時、シリンダ数ではｎ／Ｂｃシリンダの移動に相
当するので、横軸をシリンダ数、縦軸を先頭が到着する
までの待ち時間としてグラフを描くと図８のようにな
る。スキューを大きくするほど直線群の傾きは大きくな
る。なお、以上の議論では中心から見たヘッドの円周方
向の位置（角度）が、中心からの距離によらず一定であ
るとした。実際にはヘッドの機構によっては正確に位置
が一定でない場合もあるが、その影響は十分に小さいの
で通常は無視出来る。

【００６０】図８にしめすように、上記式（１８）によ
って各シリンダにおいてブロックの先頭がヘッド下に到
達するまでの時間が得られる。ただし、この時間内にヘ
ッドが所望のシリンダまで移動していないといけないか
ら、待ち時間はシーク後に、最初にブロックの先頭が現
れるまでの時間となる。これがシークと回転待ちの両方
を考慮したオーバヘッドＴｄ( Ｌ）である。図９にその
例を示し、下記式（１９）にその定義をしめす。実際の
オーバヘッド（待ち時間）は図９において太線で示し
た。なおシーク時間の関数は点線でしめしてある。図
中、Ｔｒｏｔは１回転周期である。

【００６１】ステップＳ３−１では、式（１８）や図８
におけるｍ＝０の直線の方程式、すなわち、下記式（１
９）で示される方程式を求める。

【数１９】 Ｔｄ（Ｌ）＝（Ｌ・Ｂｃ・θｓ＋θｇ）／ω （１９）

【００６２】続くステップＳ３−２，Ｓ３−３およびＳ
３−４は、この直線が常にシーク時間の関数Ｔｓ（Ｌ）
よりも上で（大きく）かつシーク時間の関数にほぼ接す
るようにスキューθｓを選択するステップである。図９
のｍ＝０の直線はこうして選択されたθｓを用いて得ら
れたものである。

【００６３】ステップＳ４，Ｓ５は以上のようにして得
られたスキューとギャップを用いて、ディスク全域にわ
たって各ブロックのディスク上位置を決定するものであ
る。ステップＳ４でまず物理アドレスのポインタを（０
／０／０）に初期化する。次のステップＳ５は全てのブ
ロックについて繰り返すループであり、ループの内部で
はまずステップＳ５−１において物理アドレス表を参照
して物理アドレスから論理セクタ番号を得、ステップＳ
５−２においてこれと物理アドレスなどの情報をブロッ
クマップ３に書き込む。ブロックマップ３の内容を図６
に示す。

【００６４】ここまでの処理が終わったら、次のブロッ
クの処理の準備として物理アドレスのポインタを進め
る。物理アドレスのポインタＰｐａはステップＳ５−３
において更新する。ステップＳ５−４では、全てのブロ
ックについて、ステップＳ５−１〜Ｓ５−３までの処理
を行ったか否かを判断し、行っていなければ、処理を行
っていないブロックについてステップＳ５−１〜Ｓ５−
３までの処理を行う。ここで、第Ｎ番目のブロックのデ
ィスク上の配置は、（１）割り当てたブロックより後方
で、（２）かつ第０ブロックの先頭との角度差がＮθｓ
に最も近いセクタを先頭とする領域である。

【００６５】次に、本実施形態に係わる記録ディスクア
クセス制御装置における最悪のオーバヘッドについて説
明する。一般にアクセスリクエスト４０はディスク５上
のあらゆる場所に対して発生する。一回のスキャンで処
理する場所は図１０（ａ）や（ｂ）に示すように分布に
偏りがあったり、逆に（ｃ）に示すように均等に分布し
たりする。図１０の例では６個のアクセスリクエスト４
０の間を移動するために５回のランダムアクセスとそれ
に伴うオーバヘッドが発生する。そのひとつずつについ
て、図９の太線にしめすオーバヘッドが発生する。この
５回のランダムアクセスに対するオーバヘッドの総和が
最悪になるのは、オーバヘッドの関数が上に凸であると
きには、すべてのアクセスが均等に分布している場合
（図１０（ｃ））である。分布に偏りがある時には、オ
ーバヘッドの総和はこれよりも少なくなる。言い換えれ
ば、ヘッドの平均移動距離Ｌａにおけるオーバヘッドが
繰り返し発生する時、オーバヘッドの総和は最悪（最
大）になる。

【００６６】図９のＴｄ（Ｌ）は鋸歯状の関数である
が、これに上から包絡するような上に凸な関数でＴｄ
（Ｌ）を代用すれば上記の議論は近似的に成立する。こ
のような関数の例を図１２に示す。つまりアクセス１回
あたりの最悪のオーバヘッドは、図９のグラフにおいて
Ｔｄ（Ｌ）値を距離がＬａのところで読みとった値とな
る（図中のＴｍａｘ）。前述のように、これは近似であ
るが、図９の例のように、通常Ｌａ付近ではＴｄ（Ｌ）
と上から包絡する関数とは一致するので、事実上誤差は
ないと考えてよい。また、近似は安全側（オーバヘッド
を大きく見積もる側）なので、最悪値を本来より小さく
見積もる危険はない。

【００６７】図２に示すステップＳ３では、上記式（１
８）で与えられる回転待ちの直線群のひとつがシーク時
間の関数Ｔｓ（Ｌ）よりも上でかつなるべくそれに近い
ようにスキューを選択した。これによって、距離Ｌａ付
近においてＴｄ（Ｌ）を小さくすることができ、ひいて
は最悪のオーバヘッドＴｍａｘを小さくすることができ
る。

【００６８】図１１は従来のSCANアルゴリズムにおける
オーバヘッドを示すものである。従来のSCANアルゴリズ
ムにおいても、オーバヘッドの総和はアクセスが均等に
分布するときに最悪となる。しかし、本実施形態とは異
なり、回転待ちに対する考慮がないために、ヘッドのシ
ークが終了した後も最悪で１回転の回転待ちが発生する
ことを考慮しなくてはならない。このため、Ｌａにおけ
るシーク時間Ｔｓ（Ｌａ）に１回転の周期Ｔｒｏｔを加
えたものが最悪のオーバヘッドとなる。図１１と図９を
比較すれば明らかなように、これは本実施形態による方
法と比較してはるかに大きな値となる。我々の実験で
は、最悪のオーバヘッドが従来のSCANアルゴリズムと比
べ、本実施形態ではほぼ半分になることが確認されてい
る。

【００６９】以上に説明したように、本実施形態に係わ
る記録ディスクアクセス制御装置ではスキューとギャッ
プを適切に選ぶことで、平均のヘッド移動距離Ｌａにお
けるオーバヘッドＴｄ( Ｌ）を最低限に抑えることが可
能であり、これによって回転待ち時間を小さくすること
ができる。図２にあげたフローチャートではブロックの
大きさは与えられた固定の値であったが、用途によって
はブロックの大きさをある程度の範囲で選択可能であ
る。この場合はギャップθｇとスキューθｓの両方を変
化させることができるので、Ｌａ付近でシーク時間に近
付くようにより細かく直線の位置を制御することができ
る。

【００７０】以上の方法によって、ブロック間の移動に
伴うオーバヘッドは大きく改善される。しかしブロック
が大きく、複数のトラック、あるいは複数のシリンダに
またがる場合には、トラック変更にともなう時間や隣接
シリンダへの移動時間も考慮しなくてはならない。トラ
ックの変更も隣接シリンダへの移動も必要な時間はそれ
ぞれ一定なので、この時間を経た後にちょうどヘッドの
下にデータが到着するようにトラック間あるいはシリン
ダ間でスキューを与えておくことにより、トラックの変
更やシリンダの移動に伴ってブロック内で長い回転待ち
が発生することを予防できる。このためにはブロックア
ロケータ１はすでに説明したブロック間の移動のための
スキューとギャップの他に、ブロック内をもっとも高速
にアクセスするための別のスキューとギャップの組を持
ち、図２におけるステップＳ４，Ｓ５において、１ブロ
ックをディスク上に配置する時には後者のスキューとギ
ャップを用いてブロックの配置を行なえばよい。後者の
ギャップは通常０にでき、スキューだけでトラックの変
更やシリンダの移動時間を吸収できる。

【００７１】次に、スケジューラ２の動作について説明
する。図３はスケジューラ２のフローチャートを示すも
のである。ステップＳ１１でまずディスクのヘッドをシ
リンダ「＃０」に移動させる。次いで実際のスケジュー
ルを行なうステップＳ１２に移る。ステップＳ１２で
は、ステップＳ１２−１において時間的に前の（古い）
ものから順にＮ個のアクセスリクエストをアクセスリク
エストバッファから読み込む。アクセスリクエスト１個
にはアクセスすべきブロックの番号と、データ転送に使
用するデータバッファの先頭アドレスとが記述されてい
る。また、個数Ｎはあらかじめ別の制御プログラムから
与えられる定数である。

【００７２】ステップＳ１２−２においてＮ個のアクセ
スリクエストのそれぞれについてブロックマップ３を参
照し、アクセスすべきブロックの物理アドレス（シリン
ダ番号、メディア番号、セクタ番号）を知る。次いでス
テップＳ１２−３においてこれらＮ個のアクセスリクエ
ストをシリンダ番号の小さい順に並べ替える。この操作
によってSCANアルゴリズムのスケジュールが実現され
る。ステップＳ１２−４では並べ替えられたこれらのア
クセスリクエストをシリンダ番号の小さいものから順に
デバイスドライバを介してディスクに送り、実際のアク
セスとデータ転送を行なう。１ブロック分のアクセス指
示を出したらステップＳ１２−５で転送の終了を待ち、
次いで次のアクセス指示を出す。これをＮ回繰り返すこ
とで（Ｓ１２−６）、Ｎ個のアクセスリクエストの処理
が終了する。最後に、ステップＳ１２−７においてＮ個
のアクセスの処理が終了したことを制御プログラムに通
知して、当該Ｎ個のアクセスリクエストに関する一連の
処理は終了する。尚、このフローの最後において、アク
セス要求が全て処理され、アクセス要求バッファ４が空
になったかどうかが判断される（Ｓ１２−８）。その
後、スケジューラ２はステップＳ１２−１に戻り次のＮ
個のアクセスリクエストを取り出して処理を続行する。
もしアクセスリクエストバッファにＮ個のリクエストが
なければ、このステップで待つ。尚、例えば、ブロック
アロケータ１は、ディスク５の外側から内側の全領域に
わたってギャップが一定であるようにブロックの大きさ
を変化させたりすることで、アクセスのリアルタイム性
をさらに高めることができる。

【００７３】第２実施形態 以上に説明した第１実施形態のスケジューラ２は、内周
まで移動したヘッドは次のスキャンの最初で最も外側の
アクセスの位置まで移動していた。すなわち、図３にお
けるステップＳ１２−４，Ｓ１２−５で最後のアクセス
を行なった時にヘッドはＮ個のアクセスの中では最も内
側のアクセスをしており、次のＮ個を処理するループの
最初のアクセスでは最もシリンダ番号の小さい、外側の
シリンダへの移動が発生する。この移動に関しては最悪
の場合再内周から再外周までの最大長のシークと、１回
転の回転待ちが発生する。Ｎ個のアクセスごとにこれが
発生し、この間データのアクセスはできないのでこれを
スキャン全体でのオーバヘッドの総和に加算しなくては
ならない。当然、その分だけ性能は低下する。

【００７４】もちろん内周から外周に向けて移動する最
中にもディスクのアクセスは可能であるが、ヘッドの移
動方向が逆になるので、前記式（１８）における最初の
項、つまりスキューの項の符号が反転する。このため外
周から内周に向けての移動の場合に最適なスキューとギ
ャップは、反対向きの移動には必ずしも適切なパラメー
タではなくなり、逆方向にヘッドが移動した時の性能が
低下する原因となる。

【００７５】以下に説明する本発明の第２の実施形態に
係わる記録ディスクアクセス制御装置はこの問題に対処
し、内周から外周へ戻る時にも高速なデータ転送を行な
う方法を提供する。まず、ブロックアロケータ１は図１
３に示すように、シリンダを外から内へスキャンする時
に使用する斜線で示されるシリンダ５０と、内から外へ
スキャンする時に使用するシリンダ５１とに分ける。図
１３においてＦを付したシリンダ５０は外から内へスキ
ャンするときに使用し、Ｂを付したシリンダ５１は内か
ら外へスキャンする時に使用する。図１３では２シリン
ダずつ分割しているが、これに限らず、適当な単位でシ
リンダを分ければよい。

【００７６】前述した第１の実施形態に係わる記録ディ
スクアクセス制御装置と同様に、図２のステップＳ１に
従ってスキューとギャップを求めた後の図２に示すステ
ップＳ４，Ｓ５の処理を図１４に示すように変更する。
図１４においてステップＳ３１は第１実施形態と同様
に、割り当てる物理アドレスのポインタを初期化する。
次いで、ステップＳ３２で各ブロックをディスクに割り
当てていく。ステップＳ３２はすべてのブロックについ
て繰り返すループであり、ステップＳ３２−１では処理
中のブロックの物理アドレスをもとにブロック全体がＦ
の領域あるいはＢの領域に属するかどうかを判定する。

【００７７】ステップＳ３２−２はこの判定結果に基づ
く分岐である。もし１ブロック全体がＦの領域に属する
ならばステップＳ３２−３〜ステップＳ３２−６を実行
する。このうちステップＳ３２−３は図２におけるステ
ップＳ５−１と同じで、物理アドレス表を用いて、対応
する論理セクタ番号をしらべるステップであり、またス
テップＳ３２−４は図２におけるステップＳ５−２と同
じでブロックマップ３への記入を行なう。

【００７８】図６に示した第１実施形態のブロックマッ
プ３と比べ、本実施形態におけるブロックマップ３はそ
のブロックがＦの領域に存在するかＢの領域に存在する
かを示すフラグが追加されている。この様子を図１５に
示す。ステップＳ３２−５はこの部分へＦと記入するス
テップである。ステップＳ３２−２の分岐で１ブロック
が完全にＦの領域に属さない場合は、その物理アドレス
への割り当てを行なわず、完全にＦの領域の内側になる
ような物理アドレスを探す。ステップＳ３２−６では次
の物理アドレスをスキューとギャップから求め、さらに
それがどの領域に属すかを調べる。ステップＳ３２−７
では、最内周まで読み取りが行われたか否かが判断さ
れ、そうなければ、ステップＳ３２−１へジャンプし、
ふたたび判定のためのＳ３２−２を実行する。こうして
再試行を繰り返すうちに再び全体がＦの領域に属するよ
うな物理アドレスが得られるので、これをブロックに割
り当てる。

【００７９】例えば、図１５において、第１実施形態の
配置方式であれば次のブロック５番は物理アドレス（１
／５／８）においていたが、これではブロックの後半は
シリンダ２番にまたがってしまう。シリンダ２番はＢの
領域なので、この領域を割り当てることはせず、次に割
り当て可能なアドレスを順次探していく。物理アドレス
ポインタを逐次進めていき、ブロック５番に関しては物
理アドレス（４／２／０）が割り当てられる。第１の実
施形態のように、途中をとばさずにブロックを割り当て
る方法でも、この実施例のように途中をとばしながらブ
ロックを割り当てる方法でも、半径方向の距離（シリン
ダ数）とスキュー量の関係は一定に保たなくてはならな
いので、以上に説明したような割り当て方法を使用す
る。シリンダ４番の先頭（４／０／０）から使用しない
のもこのためである。以上の処理を物理アドレスが最内
周に到達するまで繰り返す。

【００８０】ステップＳ３３〜Ｓ３６は同様な処理をＢ
の領域に対して行なうものである。Ｂの領域の先頭は図
１３に示すようにシリンダ２番なので、ステップＳ３３
で物理アドレスのポインタをこのアドレスに初期化す
る。次いで、スキューの符号をステップＳ３４で反転す
る。Ｂの領域は内周から外周に向けてアクセスするた
め、シリンダの移動量が負になる。そこでスキューの符
号もこれに対応させて反転すれば内から外へのヘッドの
移動に最適なスキューとなる。

【００８１】ステップＳ３５は実際にブロックマップに
書き込むステップであり、この部分はステップＳ３２−
１〜Ｓ３２−６と同様である。ただし、（１）ブロック
マップにはブロック全体がＢの領域のときにのみ書き込
み、そうでなければ新しい物理アドレスで再試行する点
と、（２）ブロックマップにはＢを記入する点とがステ
ップＳ３２−１〜Ｓ３２−６と異なる。

【００８２】最後に、ステップＳ３６において、全ての
ブロックについて処理が終了したが判断され、終了して
いない場合には、ステップＳ３１の処理に戻る。一方、
既に全てのブロックについて処理が終了していれば、こ
のステップで処理が停止する。

【００８３】図１５では、Ｆの領域には総計で５０１２
ブロックを割り当てた場合の例を示している。このと
き、Ｂの領域のブロック番号は５０１３から開始し再び
再内周に到達するまでブロックの割り当てを繰り返す。

【００８４】以上のように、本実施形態では、ヘッドが
ディスクにアクセスしている期間または後に、ヘッドの
次のアクセス動作のスケジュールが決定される。この次
のアクセスが開示されたとき、ヘッドは、そのようなヘ
ッドの次のアクセス動作のために既に決定されたスケジ
ュールによって決定されたスタート位置に移動される。
図１に示す装置の電源を投入した後にヘッドが最初にア
クセス動作をする場合に、電源投入後に最初に決定され
たスケジューリングによって、ヘッドはスタート位置に
移動される。

【００８５】ブロックアロケータ１を以上のような構成
とし、スケジューラ２はヘッドが外周から内周方向へ向
かっている時にはＦの領域をアクセスするリクエストの
みをアクセスリクエストバッファから取り出してスケジ
ュールし、それが完了して内周から外周へ移動するとき
にはＢの領域をアクセスするリクエストのみをアクセス
リクエストバッファから取り出してスケジュールする。
これによって、ヘッドの移動方向には関わらず常に回転
待ちを最小限に抑えることができる。第１の実施形態で
は内周に達したヘッドが外周に戻るための待ち時間が発
生していたが、本第２の実施形態ではこのような待ち時
間はなく、ディスクの性能が向上する。

【００８６】なお、第１の実施形態において１つのブロ
ックが大きく複数のトラックやセクタにまたがるときに
は、これらの時間を考慮した別のスキューを与えると効
率がよいことを述べた。本第２の実施形態においても同
様な工夫が可能である。本第２の実施形態においては、
ヘッドが内周から外周に向かう時にはブロック内のアク
セスにおいても内側から外側のシリンダへ順にヘッドが
移動するため、シリンダ移動に必要な時間を得るための
スキューは、外周から内周へ向かう時とは逆向きに与え
ればよい。

【００８７】尚、図１３に示すように、シリンダ５０と
シリンダ５１とをディスク上の最内周から最外周に分散
するように設けることで、ディスクアクセスの性能をさ
らに向上させることができる。

【００８８】

【発明の効果】以上に述べたように、本発明の記録ディ
スクアクセス制御方法およびその装置によれば、記録デ
ィスクのオーバヘッド、つまりシーク時間と回転待ち時
間の和を低減でき、しかもその最大値を低い値で保証で
きる。また、本発明の記録ディスクアクセス制御方法お
よびその装置によれば、ヘッドの移動方向にみあったス
キューを領域ごとに与えることによって、ヘッドの移動
方向に関わらず前述のオーバヘッドの低減が可能であ
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１実施形態に係わる記録ディスクア
クセス制御装置の構成図である。

【図２】図１に示すブロックアロケータにおける処理を
説明するためのフローチャートである。

【図３】図１に示すスケジューラにおける処理を説明す
るためのフローチャートである。

【図４】ドライブのシーク時間とシーク距離との関係を
示す図である。

【図５】ブロックアロケータによるブロックのディスク
上への配置方法を説明するための図である。

【図６】ブロックマップの内容を説明するための図であ
る。

【図７】図２に示すステップＳ３における処理の内容を
説明するための図である。

【図８】図２に示すステップＳ３における処理の内容を
説明するための図である。

【図９】シークと回転待ちの両方を考慮した場合におけ
るオーバヘッドを説明するための図である。

【図１０】ディスク上のアクセスの分布の一例を説明す
るための図である。

【図１１】従来SCANアルゴリズムにおけるオーバヘッド
を説明するための図である。従来の方法によるオーバヘ
ッドの関数

【図１２】鋸歯上の関数を包絡する上に凸な関数を用い
た場合におけるシーク距離Ｌとディレイとの関係を説明
するための図である。

【図１３】本発明の第２実施形態に係わる記録ディスク
アクセス制御装置のブロックアロケータにおける処理を
説明するための図である。

【図１４】図１３に示す記録ディスクアクセス制御装置
におけるブロックアロケータの処理を説明するための図
である。

【図１５】図１３に示す記録ディスクアクセス制御装置
におけるブロックマップの内容を説明するための図であ
る。

【図１６】従来技術を説明するための図である。

【符号の説明】

１… ブロックアロケータ ２… スケジューラ ３… ブロックマップ ４… アクセスリクエストバッファ ５… ディスク ６… ＳＣＳＩデバイスドライバ ７… 物理アドレステーブル ８… データバッファ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 塩谷 浩之 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内

Claims (33)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】ヘッドが記録ディスクに対してアクセスす
   るときの平均移動距離での回転待ち時間が短くなるよう
   にスキューを決定し、 少なくとも前記決定されたスキューに基づいて、データ
   ブロックの記録ディスク上における位置を決定し、 前記ヘッドによる前記記録ディスクに対するアクセス時
   に、前記ヘッドの移動量が少なくなるように、入力した
   複数のディスクアクセス要求の順番をスケジューリング
   し、 前記スケジューリング結果に基づいて、前記ヘッドによ
   る前記記録ディスクのアクセスを行う記録ディスクアク
   セス制御方法。
2. 【請求項２】前記データブロックの記録ディスク上にお
   ける位置の決定は、前記スキューに加えて、同一データ
   ブロック内での先頭と末尾との角度差を示すギャップに
   基づいて行う請求項１に記載の記録ディスクアクセス制
   御方法。
3. 【請求項３】複数のデータブロックについてスキューと
   ギャップとのそれぞれの組み合わせに関する組み合わせ
   データを決定し、 前記記録ディスク上の各データブロックの位置に応じ
   て、前記組み合わせデータを選択的に使用する請求項２
   に記載の記録ディスクアクセス制御方法。
4. 【請求項４】前記記録ディスクの外側から内側の全領域
   にわたって前記ギャップが一定であるようにデータブロ
   ックの大きさを変化させた請求項１〜３のいずれかに記
   載の記録ディスクアクセス制御方法。
5. 【請求項５】前記記録トラックの半径の差異によって生
   じるデータブロックのギャップの変化に応じて前記スキ
   ューを決定する請求項１〜４のいずれかに記載の記録デ
   ィスクアクセス制御方法。
6. 【請求項６】前記スケジューリングは、前記記録ヘッド
   を現在位置から前記記録ディスクの内周もしくは外周に
   向かって移動させた時に前記記録ヘッドに近いものから
   順に並ぶように複数のディスクアクセスの要求の順序を
   交換し、 前記データブロックの記録ディスク上における位置の決
   定は、下記式（１）で与えられるディレイ時間Ｔｄ
   （Ｌ）と、下記式（２）で与えられる平均シーク距離Ｌ
   ａ付近におけるシーク時間Ｔｓ（Ｌ）との差が回転周期
   と比較して十分に小さくなるように、スキューに加え
   て、同一のデータブロックの始めと終わりとの間の角度
   の差異を示すギャップに基づいて行われる請求項１〜５
   のいずれかに記載の記録ディスクアクセス制御方法。 【数１】 Ｔｄ（Ｌ）＝（Ｌ・Ｂｃ・θｓ＋θｇ＋２ｍπ）／ω （１） 【数２】 Ｌａ ＝ Ｌｔ ／ （Ｎー１） （２） ここでＬはシーク距離で単位はシリンダ数、Ｂｃは１シ
   リンダ内に存在するデータブロック数、θｓはスキュー
   で単位はラジアン、θｇはギャップで単位はラジアン、
   ωはディスクの回転速度（ラジアン／秒）、Ｌｔはアク
   セス要求を順に並べた時の両端のアクセス位置間の距離
   の最大値で単位はシリンダ数、Ｎは同時に処理するアク
   セスの個数である。また、ｍはＴｄ（Ｌ）がシーク距離
   Ｌにおけるシーク時間Ｔｓ（Ｌ）を越える範囲で最も小
   さくなるように選択される。
7. 【請求項７】前記スケジューリングはヘッドを現在位置
   から前記記録ディスクの内周もしくは外周に向かって移
   動させた時に出会う順番となるように複数のディスクア
   クセスの要求の順序を交換し、 前記データブロックの記録ディスク上における位置の決
   定は、下記式（３）で与えられるディレイ時間Ｔｄ
   （Ｌ）が常にシーク時間Ｔｓ（Ｌ）以上であり、かつＬ
   ａ付近においてシーク時間Ｔｓ（Ｌ）との差が回転周期
   と比較して十分に小さくなるようにスキューに加えて、
   ギャップに基づいて行われる請求項１〜５のいずれかに
   記載の記録ディスクアクセス制御方法。 【数３】 Ｔｄ（Ｌ）＝（Ｌ・Ｂｃ・θｓ＋θｇ）／ω （３） ここでＬはシーク距離で単位はシリンダ数、Ｂｃは１シ
   リンダ内に存在するデータブロック数、θｓはスキュー
   で単位はラジアン、θｇはギャップで単位はラジアン、
   ωはディスクの回転速度（ラジアン／秒）である。
8. 【請求項８】前記記憶ディスク上をヘッドが内周から外
   周に移動する時に使用する第１の領域と、ヘッドが外周
   から内周に移動する時に使用する第２の領域とに分割
   し、 前記データブロックの記録ディスク上における位置の決
   定は、おのおのの領域においてヘッドの移動方向に基づ
   いて最適なスキューとギャップを決定し、この最適なス
   キューとギャップに基づいて、前記データブロックの記
   録ディスク上における位置を決定し、 前記スケジューリングは、ヘッドの移動方向に合わせて
   前記第１と第２の領域だけを選択的にアクセスする請求
   項１〜７のいずれかに記載の記録ディスクアクセス制御
   方法。
9. 【請求項９】前記記録ディスク上の第１の領域と第２の
   領域とはディスクを半径方向に沿って２つ以上の複数の
   部分に分割し、第１の領域と第２の領域とがともにディ
   スク上の最内周から最外周まで分散するように割り当て
   る請求項８に記載の記録ディスクアクセス制御方法。
10. 【請求項１０】ヘッドが記録ディスクに対してアクセス
    するときの平均移動距離での回転待ち時間が短くなるよ
    うにスキューを決定するスキュー決定手段と、 少なくとも前記決定されたスキューに基づいて、データ
    ブロックの記録ディスク上における位置を決定するデー
    タブロック配置手段と、 前記ヘッドによる前記記録ディスクに対するアクセス時
    に、前記ヘッドの移動量が少なくなるように、入力した
    複数のディスクアクセス要求の順番をスケジューリング
    するスケジュール手段とを有し、 前記ヘッドは、前記スケジューリング結果に基づいて、
    前記記録ディスクにアクセスを行う記録ディスクアクセ
    ス制御装置。
11. 【請求項１１】前記データブロック配置手段は、前記ス
    キューに加えて、同一データブロック内での先頭と末尾
    との角度差を示すギャップに基づいて行う請求項１０に
    記載の記録ディスクアクセス制御装置。
12. 【請求項１２】前記データブロック配置手段は、複数の
    データブロックについてスキューとギャップとのそれぞ
    れの組み合わせに関する組み合わせデータを決定し、 前記記録ディスク上の各データブロックの位置に応じ
    て、前記組み合わせデータを選択的に使用する請求項１
    １に記載の記録ディスクアクセス制御装置。
13. 【請求項１３】前記データブロック配置手段は、前記記
    録ディスクの外側から内側の全領域にわたって前記ギャ
    ップが一定であるようにデータブロックの大きさを変化
    させた請求項１０〜１２のいずれかに記載の記録ディス
    クアクセス制御装置。
14. 【請求項１４】前記スキュー決定手段は、前記記録トラ
    ックの半径の差異によって生じるデータブロックのギャ
    ップの変化に応じて前記スキューを決定する請求項１０
    〜１３のいずれかに記載の記録ディスクアクセス制御装
    置。
15. 【請求項１５】前記スケジュール手段は、前記記録ヘッ
    ドを現在位置から前記記録ディスクの内周もしくは外周
    に向かって移動させた時に近いものから順に並ぶように
    複数のディスクアクセスの要求の順序を交換し、 前記データブロック配置手段は、下記式（４）で与えら
    れるディレイ時間Ｔｄ（Ｌ）と、下記式（５）で与えら
    れる平均シーク距離Ｌａ付近におけるシーク時間Ｔｓ
    （Ｌ）との差が回転周期と比較して十分に小さくなるよ
    うに、スキューに加えて、同一のデータブロックの始め
    と終わりとの間の角度の差異を示すギャップに基づいて
    行われる請求項１０〜１４のいずれかに記載の記録ディ
    スクアクセス制御装置。 【数４】 Ｔｄ（Ｌ）＝（Ｌ・Ｂｃ・θｓ＋θｇ＋２ｍπ）／ω （４） 【数５】 Ｌａ ＝ Ｌｔ ／ （Ｎー１） （５） ここでＬはシーク距離で単位はシリンダ数、Ｂｃは１シ
    リンダ内に存在するデータブロック数、θｓはスキュー
    で単位はラジアン、θｇはギャップで単位はラジアン、
    ωはディスクの回転速度（ラジアン／秒）、Ｌｔはアク
    セス要求を順に並べた時の両端のアクセス位置間の距離
    の最大値で単位はシリンダ数、Ｎは同時に処理するアク
    セスの個数である。また、ｍはＴｄ（Ｌ）がシーク距離
    Ｌにおけるシーク時間Ｔｓ（Ｌ）を越える範囲で最も小
    さくなるように選択される。
16. 【請求項１６】前記スケジュール手段はヘッドを現在位
    置から前記記録ディスクの内周もしくは外周に向かって
    移動させた時に出会う順番となるように複数のディスク
    アクセスの要求の順序を交換し、 前記データブロック配置手段は、下記式（６）で与えら
    れるディレイ時間Ｔｄ（Ｌ）が常にシーク時間Ｔｓ
    （Ｌ）以上であり、かつＬａ付近においてシーク時間Ｔ
    ｓ（Ｌ）との差が回転周期と比較して十分に小さくなる
    ように、スキューに加えて、ギャップに基づいて前記記
    録ディスク上のデータブロックの位置を決定する請求項
    １０〜１４のいずれかに記載の記録ディスクアクセス制
    御装置。 【数６】 Ｔｄ（Ｌ）＝（Ｌ・Ｂｃ・θｓ＋θｇ）／ω （６） ここでＬはシーク距離で単位はシリンダ数、Ｂｃは１シ
    リンダ内に存在するデータブロック数、θｓはスキュー
    で単位はラジアン、θｇはギャップで単位はラジアン、
    ωはディスクの回転速度（ラジアン／秒）である。
17. 【請求項１７】前記記憶ディスク上をヘッドが内周から
    外周に移動する時に使用する第１の領域と、ヘッドが外
    周から内周に移動する時に使用する第２の領域とに分割
    し、 前記データブロック配置手段は、おのおのの領域におい
    てヘッドの移動方向に基づいて最適なスキューとギャッ
    プを決定し、この最適なスキューとギャップに基づい
    て、前記データブロックの記録ディスク上における位置
    を決定し、 前記スケジュール手段は、ヘッドの移動方向に合わせて
    前記第１と第２の領域だけを選択的にアクセスする請求
    項１０〜１６のいずれかに記載の記録ディスクアクセス
    制御装置。
18. 【請求項１８】前記記録ディスク上の第１の領域と第２
    の領域とはディスクを半径方向に沿って２つ以上の複数
    の部分に分割し、第１の領域と第２の領域とがともにデ
    ィスク上の最内周から最外周まで分散するように割り当
    てる請求項１７に記載の記録ディスクアクセス制御装
    置。
19. 【請求項１９】ヘッドがディスクに対してアクセスする
    ときの平均移動距離での回転待ち時間が短くなるよう
    に、データブロックのディスク上における位置を決定
    し、 前記ヘッドによる前記ディスクに対するアクセス時に、
    前記ヘッドの移動量が少なくなるように、入力した複数
    のディスクアクセス要求の順番をスケジューリングし、 前記スケジューリング結果に基づいて、前記ヘッドによ
    る前記ディスクのアクセスを行う記録ディスクアクセス
    制御方法。
20. 【請求項２０】前記データブロックのディスク上におけ
    る位置の決定は、 ヘッドがディスクに対してアクセスするときの平均移動
    距離での回転待ち時間が短くなるようにスキューを決定
    し、 少なくとも前記決定されたスキューに基づいて、前記デ
    ータブロックのディスク上における位置の決定し、 前記スキューは、隣接するデータブロック間の円周方向
    における角度の差異を示している請求項１９に記載の記
    録ディスクアクセス制御方法。
21. 【請求項２１】前記データブロックのディスク上におけ
    る位置の決定は、前記スキューに加えて、同一データブ
    ロック内での先頭と末尾との角度差を示すギャップに基
    づいて行う請求項２０に記載の記録ディスクアクセス制
    御方法。
22. 【請求項２２】ヘッドがディスクに対してアクセスする
    ときの平均移動距離での回転待ち時間が短くなるよう
    に、データブロックのディスク上における位置を決定す
    る手段と、 前記ヘッドによる前記ディスクに対するアクセス時に、
    前記ヘッドの移動量が少なくなるように、入力した複数
    のディスクアクセス要求の順番をスケジューリングする
    手段と、 前記スケジューリング結果に基づいて、前記ヘッドによ
    る前記ディスクのアクセスを行う手段とを有する記録デ
    ィスクアクセス制御装置。
23. 【請求項２３】前記データブロックのディスク上におけ
    る位置を決定する手段は、 ヘッドがディスクに対してアクセスするときの平均移動
    距離での回転待ち時間が短くなるようにスキューを決定
    する手段と、 少なくとも前記決定されたスキューに基づいて、前記デ
    ータブロックのディスク上における位置の決定する手段
    とを有し、 前記スキューは、隣接するデータブロック間の円周方向
    における角度の差異を示している請求項２２に記載の記
    録ディスクアクセス制御装置。
24. 【請求項２４】前記データブロックのディスク上におけ
    る位置を決定する手段は、 前記スキューに加えて、同一データブロック内での先頭
    と末尾との角度差を示すギャップに基づいて行う請求項
    ２３に記載の記録ディスクアクセス制御装置。
25. 【請求項２５】ヘッドが記録ディスクに対してアクセス
    するときの平均移動距離での回転待ち時間が短くなるよ
    うにスキューを決定するスキュー決定手段と、 少なくとも前記決定されたスキューに基づいて、データ
    ブロックの記録ディスク上における位置を決定するブロ
    ックアロケータと、 前記ヘッドによる前記記録ディスクに対するアクセス時
    に、前記ヘッドの移動量が少なくなるように、入力した
    複数のディスクアクセス要求の順番をスケジューリング
    するスケジューラとを有し、 前記ヘッドは、前記スケジューリング結果に基づいて、
    前記記録ディスクにアクセスを行う記録ディスクアクセ
    ス制御装置。
26. 【請求項２６】前記ブロックアロケータは、前記スキュ
    ーに加えて、同一データブロック内での先頭と末尾との
    角度差を示すギャップに基づいて行う請求項２５に記載
    の記録ディスクアクセス制御装置。
27. 【請求項２７】前記ブロックアロケータは、複数のデー
    タブロックについてスキューとギャップとのそれぞれの
    組み合わせに関する組み合わせデータを決定し、 前記記録ディスク上の各データブロックの位置に応じ
    て、前記組み合わせデータを選択的に使用する請求項２
    ６に記載の記録ディスクアクセス制御装置。
28. 【請求項２８】前記ブロックアロケータは、前記記録デ
    ィスクの外側から内側の全領域にわたって前記ギャップ
    が一定であるようにデータブロックの大きさを変化させ
    た請求項２５〜２７のいずれかに記載の記録ディスクア
    クセス制御装置。
29. 【請求項２９】前記スキュー決定手段は、前記記録トラ
    ックの半径の差異によって生じるデータブロックのギャ
    ップの変化に応じて前記スキューを決定する請求項２５
    〜２８のいずれかに記載の記録ディスクアクセス制御装
    置。
30. 【請求項３０】前記スケジューラは、前記記録ヘッドを
    現在位置から前記記録ディスクの内周もしくは外周に向
    かって移動させた時に近いものから順に並ぶように複数
    のディスクアクセスの要求の順序を交換し、前記ブロッ
    クアロケータは、下記式（７）で与えられるディレイ
    時間Ｔｄ（Ｌ）と、下記式（８）で与えられる平均シー
    ク距離Ｌａ付近におけるシーク時間Ｔｓ（Ｌ）との差が
    回転周期と比較して十分に小さくなるように、スキュー
    に加えて、同のデータブロックの始めと終わりとの間の
    角度の差異を示すギャップに基づいて行われる請求項２
    ５〜２９のいずれかに記載の記録ディスクアクセス制御
    装置。 【数７】 Ｔｄ（Ｌ）＝（Ｌ・Ｂｃ・θｓ＋θｇ＋２ｍπ）／ω （７） 【数８】 Ｌａ ＝ Ｌｔ ／ （Ｎー１） （８） ここでＬはシーク距離で単位はシリンダ数、Ｂｃは１シ
    リンダ内に存在するデータブロック数、θｓはスキュー
    で単位はラジアン、θｇはギャップで単位はラジアン、
    ωはディスクの回転速度（ラジアン／秒）、Ｌｔはアク
    セス要求を順に並べた時の両端のアクセス位置間の距離
    の最大値で単位はシリンダ数、Ｎは同時に処理するアク
    セスの個数である。また、ｍはＴｄ（Ｌ）がシーク距離
    Ｌにおけるシーク時間Ｔｓ（Ｌ）を越える範囲で最も小
    さくなるように選択される。
31. 【請求項３１】前記スケジューラはヘッドを現在位置か
    ら前記記録ディスクの内周もしくは外周に向かって移動
    させた時に出会う順番となるように複数のディスクアク
    セスの要求の順序を交換し、 前記ブロックアロケータは、下記式（９）で与えられる
    ディレイ時間Ｔｄ（Ｌ）が常にシーク時間Ｔｓ（Ｌ）以
    上であり、かつＬａ付近においてシーク時間Ｔｓ（Ｌ）
    との差が回転周期と比較して十分に小さくなるように、
    スキューに加えて、ギャップに基づいて前記記録ディス
    ク上のデータブロックの位置を決定する請求項２５〜２
    ９のいずれかに記載の記録ディスクアクセス制御装置。 【数９】 Ｔｄ（Ｌ）＝（Ｌ・Ｂｃ・θｓ＋θｇ）／ω （９） ここでＬはシーク距離で単位はシリンダ数、Ｂｃは１シ
    リンダ内に存在するデータブロック数、θｓはスキュー
    で単位はラジアン、θｇはギャップで単位はラジアン、
    ωはディスクの回転速度（ラジアン／秒）である。
32. 【請求項３２】前記記憶ディスク上をヘッドが内周から
    外周に移動する時に使用する第１の領域と、ヘッドが外
    周から内周に移動する時に使用する第２の領域とに分割
    し、 前記ブロックアロケータは、おのおのの領域においてヘ
    ッドの移動方向に基づいて最適なスキューとギャップを
    決定し、この最適なスキューとギャップに基づいて、前
    記データブロックの記録ディスク上における位置を決定
    し、 前記スケジューラは、ヘッドの移動方向に合わせて前記
    第１と第２の領域だけを選択的にアクセスする請求項２
    ５〜３１のいずれかに記載の記録ディスクアクセス制御
    装置。
33. 【請求項３３】前記記録ディスク上の第１の領域と第２
    の領域とはディスクを半径方向に沿って２つ以上の複数
    の部分に分割し、第１の領域と第２の領域とがともにデ
    ィスク上の最内周から最外周まで分散するように割り当
    てる請求項３２に記載の記録ディスクアクセス制御装
    置。