JPH1011226A

JPH1011226A - ディスク記録再生システム及びその入出力制御方法

Info

Publication number: JPH1011226A
Application number: JP16578996A
Authority: JP
Inventors: Kenji Otsuki; 健児大槻; Yasunori Yokoyama; 康則横山; Takehiko Otogawa; 武彦乙川
Original assignee: Toshiba Corp; Toshiba Software Engineering Corp
Current assignee: Toshiba Corp; Toshiba Software Engineering Corp
Priority date: 1996-06-26
Filing date: 1996-06-26
Publication date: 1998-01-16

Abstract

(57)【要約】【課題】物理セクタ長が論理セクタ長の整数倍の仕様の
ディスク記録再生システムにおいて、大幅にインターフ
ェース仕様を変更することなく、特にデータ書込み動作
時における処理効率を向上させて、結果的に入出力性能
の低下の軽減化を図ることにある。【解決手段】ＨＤＣ１３の入出力単位である物理セクタ
長がＣＰＵ１の入出力単位である論理セクタ長の整数倍
である仕様のＨＤＤ３おいて、データ書込み動作時に、
最初のデータ書込み動作の終了後に、アクセス対象であ
る物理セクタ範囲に含まれた物理セクタであって、次の
書込みデータを書込む論理セクタを含む物理セクタの前
半部または後半部に相当する論理セクタ長のデータを保
存するワークバッファ１２を有する。ＣＰＵ１は、ディ
スク１５に保存すべきライトデータを入出力バッファ１
０にセットして、ＨＤＣ１３に対してデータ書込み要求
の入出力命令を出力する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ディスクを記録媒
体として使用し、ディスクに対してセクタ単位でデータ
をアクセスするハードディスク装置からなるディスク記
録再生システムの入出力制御に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、パーソナルコンピュータ等のコン
ピュータシステムでは、周辺デバイスである外部記憶装
置としてハードディスク装置（ＨＤＤ）が本体内に内蔵
または外付けの状態で使用されている。ＨＤＤは、１枚
または数枚のディスクを記録媒体として使用し、このデ
ィスクに対してデータを書込み、またはディスクに保存
されたデータを読出す動作を行なう。

【０００３】ディスクは、同心円状の多数のトラックが
構成されており、各トラックが数十のセクタ（以下物理
セクタと称する）に分割されている。通常ではＨＤＤに
内蔵されているディスクコントローラ（ＨＤＣ）は、そ
の物理セクタを最小単位として入出力（アクセス）動作
を制御する。一方、コンピュータ本体のＣＰＵ（ＯＳを
含むシステムのメイン要素）は、論理セクタを最小単位
として、通常では複数の論理セクタからなるブロック単
位のデータファイルをアクセスするための入出力命令を
ＨＤＣに出力する。即ち、ＨＤＣは物理セクタを最小単
位とするデータの入出力を制御し、ＣＰＵは論理セクタ
を最小単位とするデータの入出力を制御する。

【０００４】ここで、物理セクタ長と論理セクタ長（例
えば２５６バイト）とが同一である場合を想定する。Ｃ
ＰＵは、ディスクに対してデータをアクセス（リードア
クセスまたはライトアクセス）する場合に、ＨＤＣに入
出力命令を出力する。入出力命令には、リード要求また
はライト要求を示すコマンドコード、論理セクタアドレ
ス、要求セクタ数分のレングス（ブロック長）および入
出力バッファアドレスが含まれている。入出力バッファ
は、ＣＰＵにより制御されるコンピュータ本体に内蔵さ
れているメインメモリに設けられた入出力データ（アク
セス対象のリードまたはライトデータ）を一時的に保存
するためのバッファである。

【０００５】図１３（Ａ）に示すように、例えば書込み
動作（ディスクからデータ出力）時に、ＣＰＵは、ディ
スクに保存すべき書込みデータ（ライトデータ）を入出
力バッファ１０にセットする。ここで、物理セクタアド
レスを「Ｂ０…Ｂｎ」とし、論理セクタアドレスを「Ｌ
０…Ｌｎ」とする。また、ＣＰＵがアクセスするデータ
ファイルのブロック長を論理セクタの３つ分（７６５バ
イト）とする。

【０００６】ＨＤＣは、入出力命令を受けると、入出力
バッファ１０にセットされた書込みデータを一旦バッフ
ァメモリ１１に格納した後に、ディスク上の指定された
物理セクタアドレス（論理セクタアドレスを変換する）
に書込む書込み動作を実行させる。ＨＤＤでは、ＨＤＣ
から出力された書込みデータはヘッドによりディスク上
に磁気的に記録される。バッファメモリ１１はＨＤＣに
より制御されるハードウェアバッファまたはセクタバッ
ファと称するＲＡＭである。

【０００７】一方、ＣＰＵの要求がリード動作の場合に
は、ＨＤＣによりディスクから読出された読出しデータ
（リードデータ）がバッファメモリ１１に格納された後
に、入出力バッファ１０に転送される。ＣＰＵは入出力
バッファ１０をアクセスして、ディスクに保存されてい
たデータを処理する。

【０００８】ここで、従来では、図１３（Ｂ）に示すよ
うに、ディスクの物理セクタ長が論理セクタ長の整数倍
（例えば２倍の５１２バイト）となる仕様のＨＤＤがあ
る。このようなＨＤＤをシステムの周辺デバイスとして
使用する場合に、ＣＰＵとＨＤＣとのインターフェース
仕様が前記の同図（Ａ）の場合と同一であると、以下の
ような制御が必要となる。

【０００９】即ち、図１３（Ｂ）に示すように、例えば
ＣＰＵが論理セクタアドレスＬ１〜Ｌ３からなるデータ
をディスクに保存する場合に、そのライトデータを入出
力バッファ１０にセットする。ＨＤＣは、入出力バッフ
ァ１０の書込みトデータをバッファメモリ１１に転送し
てディスクに書込むライト動作の前に、アクセス対象の
物理セクタ範囲（物理セクタアドレスＢ０〜Ｂ１）の保
存データをリードする。このリード動作により、バッフ
ァメモリ１１には更新対象ではない物理セクタアドレス
Ｂ０の前半部のデータ（論理セクタアドレスＬ０に相当
する）Ｄ０を含む保存データＤ１〜Ｄ３が格納される。

【００１０】ＨＤＣは、バッファメモリ１１の内容を入
出力バッファ１０にセットされた書込みデータにより更
新した後に、ディスクの物理セクタアドレスＢ０〜Ｂ１
に書込む。このようなリード動作、バッファメモリ１１
のデータ更新、ライト動作の一連の処理により、アクセ
ス対象の物理セクタ範囲において、更新対象ではない物
理セクタアドレスＢ０のデータＤ０を破壊することな
く、ＣＰＵにより要求された書込みデータに基づいたデ
ータ更新を行なうことができる。即ち、ＨＤＣによるリ
ード動作を実行しない場合には、ＣＰＵの要求に応じて
アクセス対象の物理セクタ範囲Ｂ０〜Ｂ１のデータを更
新すると、物理セクタアドレスＢ０の前半部には不定の
データが書込まれることになる。なお、この具体例で
は、物理セクタアドレスＢ０の前半部までライト動作を
行なう場合について説明したが、例えば物理セクタアド
レスＢ１の後半部までライト動作を行なう場合も同様の
リード動作が必要となる。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】従来のＨＤＤの入出力
制御動作において、ＨＤＣのアクセス単位である物理セ
クタ長が、ＣＰＵのアクセス単位である論理セクタ長の
整数倍の場合には、データの書込み動作時（データ更新
時）に、アクセスされる物理セクタ範囲の保存データを
保護するために、データ読出し動作（リード動作）が必
要となる。このリード動作により、ＣＰＵとＨＤＣ間の
インターフェース仕様を変更することなく、確実なライ
ト動作を実現できるが、そのリード動作に相当する処理
時間を要することになり、システムの入出力性能の低下
を招くことになる。

【００１２】本発明の目的は、物理セクタ長が論理セク
タ長の整数倍の仕様のディスク記録再生システムにおい
て、大幅にインターフェース仕様を変更することなく、
特にデータ書込み動作時（データ更新時）における処理
効率を向上させて、結果的に入出力性能の低下の軽減化
を図ることにある。

【００１３】

【課題を解決するための手段】本発明は、例えばＨＤＤ
の入出力制御に関するディスク記録再生システムであ
り、ディスクコントローラ（ディスク制御手段）の入出
力単位である物理セクタ長がＣＰＵの入出力単位である
論理セクタ長の整数倍である仕様において、データ書込
み動作時に、最初のデータ書込み動作の終了後に、アク
セス対象（書込み対象）である物理セクタ範囲に含まれ
た物理セクタであって、次の書込みデータを書込む論理
セクタを含む物理セクタの前半部または後半部に相当す
る論理セクタ長のデータを保存するワークバッファ手段
を有する。

【００１４】ＣＰＵは、ディスクに保存すべきライトデ
ータを入出力バッファにセットして、ディスクコントロ
ーラに対してデータ書込み要求の入出力命令を出力す
る。ディスクコントローラは、データ書込み要求に対す
る最初のアクセス動作では、アクセス対象の物理セクタ
範囲の保存データをリードして、バッファメモリに格納
する。さらに、入出力バッファの内容により、バッファ
メモリの内容を更新してディスクのアクセス対象の物理
セクタ範囲に書込む。この書込み終了後に、ＣＰＵは次
のデータ書込み対象である論理セクタを含む物理セク
タ、例えば最初のデータ書込み対象である物理セクタ範
囲の後半セクタの前半部に相当する論理セクタのデータ
をワークバッファ手段に保存する。そして、次のデータ
手書込動作時に、ディスクコントローラは、入出力バッ
ファ手段に保存されたライトデータと前記ワークバッフ
ァ手段に保存されたデータとをバッファメモリに格納し
た後に、次のアクセス対象である物理セクタ範囲に書込
む。

【００１５】このような入出力制御により、次のデータ
書込み動作からは、データを保護するためのリード動作
を行なうことなく、アクセス対象の物理セクタ範囲に含
まれる更新対象外の論理セクタに相当する保存データと
書込み対象のライトデータとを同時に書込む。これによ
り、結果的に更新対象外の論理セクタに相当する保存デ
ータを破壊するような事態を防止し、かつリード動作を
省略することができるため、入出力処理の効率を向上さ
せることができる。

【００１６】

【発明の実施の形態】以下図面を参照して本発明の実施
の形態を説明する。図１は第１の実施形態に関係するシ
ステム構成を示すブロック図であり、図２と図３は本実
施形態の動作を説明するための概念図であり、図４は本
実施形態の動作を説明するためのフローチャートであ
る。（システム構成）本実施形態のシステムは、図１に示す
ように、ＣＰＵ１とメインメモリ２とを有するホストコ
ンピュータ（システム本体）に対して、周辺デバイスで
あるハードディスク装置（ＨＤＤ）３がシステム本体内
に内蔵または外付けにより接続された構成を想定する。

【００１７】ＣＰＵ１は、ＯＳ（オペレーティングシス
テム）を含むシステムの中央処理装置であり、前述した
ように、論理セクタを最小単位として、通常では複数の
論理セクタからなるブロック単位のデータファイルをア
クセスするための入出力命令を出力する。メインメモリ
２は、ＣＰＵ１によりアクセス制御されるＲＡＭからな
り、本実施形態に関係する入出力バッファ１０とワーク
バッファ１２の各記憶領域を含む。入出力バッファ１０
は、ＣＰＵ１が要求する書込みまたは読出しの各データ
を保存する。ワークバッファ１２は、後述するように、
データ書込み動作時にアクセス対象の物理セクタ範囲に
含まれる物理セクタの前半部または後半部に相当する論
理セクタ長の書込みデータを保存する。

【００１８】ＨＤＤ３は、ＣＰＵ１とのインターフェー
ス、及びデータの書込み動作と読出し動作を制御する機
能を有するディスクコントローラ（ＨＤＣ）１３と、Ｈ
ＤＣ１３の制御により記録媒体である各ディスク１５に
対してデータの書込み動作または読出し動作を実行する
ためのリード／ライト（Ｒ／Ｗ）系装置１４と、ＨＤＣ
１３の制御によりディスク１５に対してリード／ライト
する書込みデータまたは読出しデータを保存するための
バッファメモリ（ハードウェアバッファまたはセクタバ
ッファ）とを備えている。Ｒ／Ｗ系装置１４は、ヘッド
とリード／ライト信号処理回路を含み、ヘッドによりデ
ィスク１５から読出した読出しデータを再生し、または
ＨＤＣ１３から転送された書込みデータをヘッドにより
ディスク１５に記録する。（第１の実施形態の動作）以下図２、図３、及び図４の
フローチャートを参照して本実施形態の動作を説明す
る。

【００１９】本実施形態は、図２に示すように、ディス
ク１５上の物理セクタ長が、ＣＰＵ１からの入出力命令
により定義される論理セクタ長（２５６バイト）の整数
倍（具体例として２倍の５１２バイト）であるＨＤＤ１
３を想定する。さらに、ＣＰＵ１は、データファイルの
ブロック長を３論理セクタ分（７６８バイト）とし、例
えば論理セクタアドレスＬ０〜Ｌ２をブロック１として
アクセスする。論理セクタアドレスＬ０，Ｌ１は、物理
セクタアドレスＢ０に対応し、論理セクタアドレスＬ０
〜Ｌ２は物理セクタアドレスＢ０からＢ１の前半部まで
の物理セクタ範囲に相当する。

【００２０】具体例として、ＣＰＵ１がデータファイル
としてブロック３（論理セクタアドレスＬ６〜Ｌ８）を
ディスク１５に書込み、さらにブロック４（論理セクタ
アドレスＬ９〜Ｌ１１）をディスク１５に書込む場合を
想定する。

【００２１】ＣＰＵ１は、データ書込みを要求するライ
トコマンドおよび論理セクタアドレスを含む入出力命令
をＨＤＣ１３に出力する（ステップＳ１）。入出力命令
には、それら以外に要求セクタ数分のレングス（ブロッ
ク長）および入出力バッファアドレスが含まれている。
ＣＰＵ１は、書込み対象である書込みデータを入出力バ
ッファ１０にセットする（ステップＳ５）。

【００２２】ここで、ＣＰＵ１は、書込み対象の論理セ
クタがデータファイル中のデータ最終位置であるか否か
を判定する（ステップＳ３）。通常ではデータ最終位置
は、ＨＤＣ１３により格納されるバッファメモリ１１に
記録されている。本実施形態では、ブロック３はデータ
最終位置でないとする。さらに、ＣＰＵ１は、ワークバ
ッファ１２をアクセスして、保存データがあるか否かを
判定する（ステップＳ４）。ここでは、ワークバッファ
１２には保存データ（後述する１論理セクタ分の書込み
データ）はセットされていないとする。

【００２３】ＨＤＣ１３は、ＣＰＵ１からの要求に応じ
て書込み動作の前に、指定されたアクセス対象であるブ
ロック３に対応する物理セクタ範囲（物理セクタ３，
４）を読出し、バッファメモリ１１にセットする（ステ
ップＳ６）。このとき、ＨＤＣ１３は物理セクタ３，４
をそれぞれ順次読出す。

【００２４】ＣＰＵ１は、入出力バッファ１０にブロッ
ク３の書込みデータをセットし、ＨＤＣ１３に対して書
込み指示を行なう（ステップＳ７，Ｓ８）。ＨＤＣ１３
は、入出力バッファ１０の書込みデータをバッファメモ
リ１１に格納し、ブロック３に対応する物理セクタ３，
４にそれぞれ書込む。このとき、物理セクタ４には、Ｃ
ＰＵ１からの論理セクタアドレスＬ８のデータと前に読
出したデータ（論理セクタアドレスＬ９に対応する記録
データ）とが書込まれる。従って、物理セクタ４におい
て、更新されない記録データは確実に保護される。

【００２５】このデータ書込み動作の終了後に、ＣＰＵ
１はその書込み動作時の物理セクタ範囲において、次の
ブロック４を書込むときの物理セクタ（セクタ４）の前
半部までを書込みしたか否かを判定する（ステップＳ
９）。ここでは、前半部であるため、図２に示すよう
に、ＣＰＵ１は入出力バッファ１０から該当する論理セ
クタアドレスＬ８に対応する書込みデータをワークバッ
ファ１２に保存する（ステップＳ１０）。

【００２６】次に、ＣＰＵ１はブロック４の書込み要求
をＨＤＣ１３に行なう（ステップＳ１〜Ｓ３）。ＣＰＵ
１は、ワークバッファ１２の保存データ（論理セクタア
ドレスＬ８に対応する書込みデータ）を認識すると、そ
の保存データが物理セクタ４の前半部または後半部のデ
ータに該当するかを判定する（ステップＳ４のＹＥＳ，
Ｓ１１）。

【００２７】ここでは、ワークバッファ１２の保存デー
タは物理セクタ４の前半部に相当するため、図３に示す
ように、ＣＰＵ１は、ワークバッファ１２の保存データ
と入出力バッファ１０の書込みデータとをバッファメモ
リ１１にセットする（ステップＳ１２）。ここで、入出
力バッファ１０には、ブロック４に対応する論理セクタ
アドレスＬ９〜Ｌ１１がセットされている。従って、バ
ッファメモリ１１には、ブロック４のアクセス対象であ
る物理セクタ範囲のセクタ４，５に対応するセクタ４の
前半部、およびそれ以降のセクタ４の後半部とセクタ５
に対応する書込みデータがセットされる。

【００２８】ＨＤＣ１３は、バッファメモリ１１にセッ
トされたデータを物理セクタ範囲４，５に書込む（ステ
ップＳ８）。このとき、物理セクタ４の前半部には、前
のブロック３の書込み動作時にワークバッファ１２に保
存された論理セクタアドレスＬ８に対応するデータ（記
録データ）が書込まれる。従って、ブロック４に対応す
る物理セクタ範囲４，５の書込み動作時に、前の書込み
により記録された論理セクタアドレスＬ８に対応する記
録データを確実に保護することができる。即ち、ブロッ
ク４の書込み動作では、非更新対象である物理セクタ４
の前半部を破壊することなく確実に保護できる。

【００２９】以上のように本実施形態によれば、最初の
データ書込み動作（ブロック３）では従来と同様に、ア
クセスされる物理セクタ範囲の記録データ（ここでは物
理セクタ４の後半部）を保護するためのリード動作が必
要となる。しかし、次のデータ書込み動作（ブロック
４）では保護すべき記録データ（ここでは物理セクタ４
の前半部）をワークバッファ１２に保存するため、リー
ド動作を不要にすることができる。このリード動作の省
略するため、結果的にＨＤＤ３に対するアクセス処理の
効率を向上させることができる。

【００３０】なお、物理セクタの前半部をワークバッフ
ァ１２に保存する場合について説明したが、当然ながら
物理セクタの後半部をワークバッファ１２に保存する場
合にも適用できる。この場合には、図４のステップＳ１
３に示すように、ＣＰＵ１は入出力バッファ１０の書込
みデータとワークバッファ１２の保存データとをバッフ
ァメモリ１１にセットする。即ち、ワークバッファ１２
の保存データが物理セクタ範囲の後半部に書込まれるよ
うにセットする。（第２の実施形態）第２の実施形態は、図１に示すシス
テムにおいて、データファイルのブロック長を３論理セ
クタ分（７６８バイト）とし、ＣＰＵ１がデータファイ
ルとしてブロック３（論理セクタアドレスＬ６〜Ｌ８）
およびブロック４（論理セクタアドレスＬ９〜Ｌ１１）
のデータをディスク１５から読出し、更新した後に書込
むデータ更新動作の場合を想定する。

【００３１】以下図５、図６、および図９のフローチャ
ートを参照して説明する。本実施形態では、ＣＰＵ１は
ＨＤＣ１３に対して、アクセス対象（更新対象）のブロ
ック３のデータを読出すための入出力命令（リードコマ
ンド）を出力する（図４のステップＳ２のＮＯから図９
の処理に移行する）。この読出し動作において、ＣＰＵ
１は、ブロック３に対応する物理セクタ範囲の先頭物理
セクタの前半部からの読出し動作であるか否かを判定す
る（ステップＳ２０）。

【００３２】ここでは、図５に示すように、目的ブロッ
クとしてブロック３に含まれる物理セクタ３の前半部か
ら物理セクタ４の前半部までを更新することを想定する
（ステップＳ２０のＹＥＳ，Ｓ２１のＹＥＳ）。ＨＤＣ
１３は、ブロック３に対応する物理セクタ範囲３，４の
データを読出し、バッファメモリ１１に保存する。この
とき、ＣＰＵ１は更新対象外である物理セクタ範囲の最
終物理セクタ４であって、その後半部に相当する論理セ
クタアドレスＬ９の記録データをワークバッファ１２に
保存する（ステップＳ２２）。

【００３３】ＣＰＵ１は、バッファメモリ１１から更新
対象である読出しデータ（論理セクタアドレスＬ６〜Ｌ
８）を入出力バッファ１０に保存した後に更新処理を実
行する（ステップＳ２３）。なお、ステップＳ２１の判
定処理で物理セクタ４の前半部までの更新ではない場合
には、通常の読出し動作を実行することになる（ステッ
プＳ２１のＮＯ，Ｓ２６）。即ち、ワークバッファ１２
にはデータを保存せずに、読出しデータをバッファメモ
リ１１から入出力バッファ１０に転送する。

【００３４】ＣＰＵ１は、更新したブロック３のデータ
を入出力バッファ１０からバッファメモリ１１に転送し
て、ディスク１５に書込む（書換える）ためのライトコ
マンドをＨＤＣ１３に出力する。この書込み動作は、前
述の第１の実施形態の場合と同様である。即ち、ＣＰＵ
１はワークバッファ１２に保存されているデータが物理
セクタ４の前半部または後半部のデータに該当するかを
判定する（図４のステップＳ４のＹＥＳ，Ｓ１１）。

【００３５】ここでは、物理セクタ４の後半部のデータ
が保存されているため、ＣＰＵ１は、図６に示すよう
に、入出力バッファ１０の更新データとワークバッファ
１２の保存データとをバッファメモリ１１にセットする
（図４のステップＳ１３）。ＨＤＣ１３は、バッファメ
モリ１１にセットされたブロック３の更新データと物理
セクタ４の後半部のデータとをディスク１５に書込む。

【００３６】以上のように本実施形態によれば、アクセ
ス対象（更新対象）であるブロック３に対応する物理セ
クタ範囲において、先頭物理セクタ３の前半部から最終
物理セクタ４の前半部までの記録データを書換える場合
に、非更新対象である物理セクタ４の後半部をワークバ
ッファ１２に保存する。そして、更新されたブロック３
のデータとワークバッファ１２の保存データとを物理セ
クタ範囲３，４に書込むことにより、ブロック３のデー
タを更新できることになる。このような更新時でのデー
タ書込み動作において、非更新対象のデータ（物理セク
タ４の後半部に相当する論理セクタアドレスＬ９）を保
護するためのリード動作を要することなく、その非更新
対象のデータを破壊するような事態を防止することがで
きる。（第３の実施形態）第３の実施形態は、前記第２の実施
形態のデータ更新動作における応用例に相当する内容で
あり、図７に示すように、ブロック４のデータを読出し
て書換える場合を想定する。以下図７、図８、および図
９のフローチャートを参照して説明する。

【００３７】ＣＰＵ１はＨＤＣ１３に対して、アクセス
対象（更新対象）のブロック３のデータを読出すための
入出力命令（リードコマンド）を出力する（図４のステ
ップＳ２のＮＯから図９の処理に移行する）。この読出
し動作において、ＣＰＵ１は、ブロック３に対応する物
理セクタ範囲の先頭物理セクタの前半部からの読出し動
作であるか否かを判定する（ステップＳ２０）。

【００３８】ここでは、図７に示すように、目的ブロッ
クとしてブロック４に含まれる物理セクタ４の後半部か
ら物理セクタ５までを更新することを想定する（ステッ
プＳ２０のＮＯ，Ｓ２４のＹＥＳ）。ＨＤＣ１３は、ブ
ロック４に対応する物理セクタ範囲４，５のデータを読
出し、バッファメモリ１１に保存する。このとき、ＣＰ
Ｕ１は更新対象外である物理セクタ範囲の先頭物理セク
タ４であって、その前半部に相当する論理セクタアドレ
スＬ８の記録データをワークバッファ１２に保存する
（ステップＳ２５）。

【００３９】ＣＰＵ１は、バッファメモリ１１から更新
対象である読出しデータ（論理セクタアドレスＬ９〜Ｌ
１１）を入出力バッファ１０に保存した後に更新処理を
実行する（ステップＳ２３）。なお、ステップＳ２４の
判定処理で物理セクタ４の後半部からの更新ではない場
合には、通常の読出し動作を実行することになる（ステ
ップＳ２１のＮＯ，Ｓ２６）。即ち、ワークバッファ１
２にはデータを保存せずに、読出しデータをバッファメ
モリ１１から入出力バッファ１０に転送する。

【００４０】ＣＰＵ１は、更新したブロック４のデータ
を入出力バッファ１０からバッファメモリ１１に転送し
て、ディスク１５に書込む（書換える）ためのライトコ
マンドをＨＤＣ１３に出力する。この書込み動作は、前
述の第１の実施形態の場合と同様である。即ち、ＣＰＵ
１はワークバッファ１２に保存されているデータが物理
セクタ４の前半部または後半部のデータに該当するかを
判定する（図４のステップＳ４のＹＥＳ，Ｓ１１）。

【００４１】ここでは、物理セクタ４の前半部のデータ
が保存されているため、ＣＰＵ１は、図８に示すよう
に、ワークバッファ１２の保存データと入出力バッファ
１０の更新データとをバッファメモリ１１にセットする
（図４のステップＳ１２）。ＨＤＣ１３は、バッファメ
モリ１１にセットされた物理セクタ４の前半部とブロッ
ク４の更新データとをディスク１５に書込む。

【００４２】以上のように本実施形態によれば、アクセ
ス対象（更新対象）であるブロック４に対応する物理セ
クタ範囲において、先頭物理セクタ４の後半部から最終
物理セクタ５の後半部までの記録データを書換える場合
に、非更新対象である物理セクタ４の前半部をワークバ
ッファ１２に保存する。そして、更新されたブロック４
のデータとワークバッファ１２の保存データとを物理セ
クタ範囲４，５に書込むことにより、ブロック４のデー
タを更新できることになる。このような更新時でのデー
タ書込み動作において、非更新対象のデータ（物理セク
タ４の前半部に相当する論理セクタアドレスＬ８）を保
護するためのリード動作を要することなく、その非更新
対象のデータを破壊するような事態を防止することがで
きる。（第４の実施形態）第４の実施形態は、前述の各実施形
態におけるワークバッファ１２を使用することなく、入
出力命令のライトコマンドに設けたリード不要フラグ情
報（読出し動作不要情報）によりデータ書込み動作を制
御する方式である。

【００４３】本実施形態の入出力命令は、図１１に示す
ように、コマンドの種類２０、入出力情報２１、リード
不要フラグ情報２２からなるコマンド形式を想定する。
コマンドの種類２０とは、データ読出し動作を指示する
リードコマンドやデータ書込み動作を指示するライトコ
マンド等である。入出力情報２１は、入出力位置（アド
レス情報）や入出力サイズ（ブロック長や論理セクタ
長）等である。

【００４４】以下図１０のフローチャートおよび図１２
を参照して本実施形態の動作を説明する。本実施形態の
具体例として、ＣＰＵ１がデータファイルとしてブロッ
ク３（論理セクタアドレスＬ６〜Ｌ８）をディスク１５
に書込む場合を想定する。ＣＰＵ１は、データ書込みを
要求するライトコマンドおよび論理セクタアドレスを含
む入出力命令をＨＤＣ１３に出力する（ステップＳ３
０，Ｓ３１）。このとき、ＨＤＣ１３に出力されたライ
トコマンドにはリード不要フラグ情報２２はセットされ
ていない。さらに、ＣＰＵ１は、書込み対象である書込
みデータを入出力バッファ１０にセットする。

【００４５】ここで、ＣＰＵ１は、データファイル中の
データ最終位置を検出し、この最終位置以降に書込み対
象である論理セクタ範囲の書込みデータを書込むか否か
を判定する（ステップＳ３２）。ここでは、データ最終
位置は、図１２に示すように、書込み対象の論理セクタ
であるか否かを判定する（ステップＳ３２）。ここで
は、図１２に示すように、現時点のデータ最終位置を論
理セクタアドレスＬ６とした場合に、それ以降に書込み
対象のブロック３のデータを追加する。従って、ＣＰＵ
１は、ＨＤＣ１３に出力したライトコマンドにリード不
要フラグ情報２２をセットする（ステップＳ３３）。

【００４６】ＨＤＣ１３は、ライトコマンドに含まれる
リード不要フラグ情報２２により、データ書込み動作の
前に実行すべき読出し動作を省略し、入出力バッファ１
０の書込みデータをバッファメモリ１１に格納して、ブ
ロック３に対応する物理セクタ３，４に対する書込み動
作を実行する（ステップＳ３４）。従って、図１２に示
すように、書込み対象である論理セクタアドレスＬ６〜
Ｌ８に対応するブロック３のデータがディスク１５に書
込まれる。このとき、アクセスされた物理セクタ４の後
半部に対応する論理セクタアドレスＬ９の先頭位置が、
新しいデータ最終位置となる。また、論理セクタアドレ
スＬ９は不定データ領域である。

【００４７】以上のように本実施形態によれば、物理セ
クタ長が、ＣＰＵ１からの入出力命令により定義される
論理セクタ長（２５６バイト）の整数倍（具体例として
２倍の５１２バイト）である仕様において、データファ
イル中のデータ最終位置から新たなデータを追加して書
込むような場合に、ライトコマンドにリード不要フラグ
情報をセットすることにより、従来の書込み動作前の読
出し動作を省略することができる。即ち、データ最終位
置から新たなデータを追加して書込むような場合には、
記録データ間に不定データ領域が発生しないため、読出
し動作を省略することにより、結果的に入出力動作の効
率を高めることが可能となる。

【００４８】

【発明の効果】以上詳述したように本発明によれば、例
えばＨＤＤ等のディスク記録再生装置の仕様がアクセス
単位である物理セクタ長が、ＣＰＵのアクセス単位であ
る論理セクタ長の整数倍の場合であって、データの書込
み動作時（データ更新時）に、大幅にインターフェース
仕様を変更することなく、従来ではデータの書込み動作
前に実行すべきだった読出し動作を不要にしても、アク
セスされる物理セクタ範囲の保存データを保護すること
ができる。従って、特にデータ書込み動作時における処
理効率を向上させて、結果的に入出力性能の低下の軽減
化を図ることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の実施形態に関係するシステム構
成を示すブロック図。

【図２】第１の実施形態に関係する動作を説明するため
の概念図。

【図３】第１の実施形態に関係する動作を説明するため
の概念図。

【図４】第１の実施形態の動作を説明するためのフロー
チャート。

【図５】第２の実施形態に関係する動作を説明するため
の概念図。

【図６】第２の実施形態に関係する動作を説明するため
の概念図。

【図７】第３の実施形態に関係する動作を説明するため
の概念図。

【図８】第３の実施形態に関係する動作を説明するため
の概念図。

【図９】第２と第３の実施形態に関係する動作を説明す
るためのフローチャート。

【図１０】第４の実施形態に関係する動作を説明するた
めのフローチャート。

【図１１】第４の実施形態に関係する入出力命令のコマ
ンド形式を説明するための概念図。

【図１２】第４の実施形態に関係する動作を説明するた
めの概念図。

【図１３】従来のＨＤＤの入出力動作を説明するための
概念図。

【符号の説明】

１…ＣＰＵ２…メインメモリ３…ハードディスク装置（ＨＤＤ）１０…入出力バッファ１１…バッファメモリ１２…ワークバッファ１３…ディスクコントローラ（ＨＤＣ）１４…リード／ライト系装置（Ｒ／Ｗ系装置）１５…ディスク

フロントページの続き (72)発明者横山康則東京都青梅市新町1385番地東芝ソフトウェアエンジニアリング株式会社内 (72)発明者乙川武彦東京都青梅市新町1385番地東芝ソフトウェアエンジニアリング株式会社内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】入出力命令に応じて記録媒体であるディ
スクに対してデータを書込み又は読出しする入出力動作
を実行し、この入出力動作の入出力単位である物理セク
タ長が前記入出力命令により定義される論理セクタ長の
整数倍であるディスク記録再生システムであって、複数の論理セクタ数分の書込みデータまたは読出しデー
タを保存する入出力バッファ手段と、少なくとも１論理セクタ分の書込みデータまたは読出し
データを保存するワークバッファ手段と、前記入出力命令により所定の論理セクタ数からなるアク
セス対象のデータを入出力するときに、前記ディスクか
ら読出したアクセス対象の読出しデータまたは前記ディ
スクに書込むアクセス対象の書込みデータを前記入出力
バッファ手段に保存し、そのアクセス対象に相当する前
記ディスクの物理セクタ範囲の中で所定の物理セクタの
論理セクタ長に相当する前半部または後半部に対応する
書込みデータまたは読出しデータを前記ワークバッファ
手段に保存するように制御する制御手段とを具備したこ
とを特徴とするディスク記録再生システム。
【請求項２】入出力命令に応じて記録媒体であるディ
スクに対してデータを書込み又は読出しする入出力動作
を実行し、この入出力動作の入出力単位である物理セク
タ長が前記入出力命令により定義される論理セクタ長の
整数倍であるディスク記録再生システムであって、前記入出力命令に応じて前記ディスクに対して物理セク
タ単位のデータの書込み又は読出し動作を制御するディ
スク制御手段と、前記ディスク制御手段によるデータ書込み動作時に、所
定の論理セクタ数分の書込みデータを保存する入出力バ
ッファ手段と、少なくとも１論理セクタ分の書込みデータまたは読出し
データを保存するワークバッファ手段と、前記ディスク制御手段により前記入出力バッファ手段に
保存した書込みデータを指定の物理セクタ範囲に書込み
終了した後に、その物理セクタ範囲に含まれた物理セク
タであって次の書込みデータの論理セクタを含む物理セ
クタの前半部または後半部に相当する論理セクタ長のデ
ータを前記ワークバッファ手段に保存する第１の制御手
段と、前記ディスク制御手段により前記次の書込みデータを書
込むときに、前記入出力バッファ手段に保存された書込
みデータと前記ワークバッファ手段に保存されたデータ
とを前記ディスクに書込み動作するように制御する第２
の制御手段とを具備したことを特徴とするディスク記録
再生システム。
【請求項３】前記ディスク制御手段は入出力動作に伴
って書込みデータまたは読出しデータをバッファメモリ
に保存し、データ書込み動作時に前記入出力バッファ手
段に保存した書込みデータを前記バッファメモリに転送
した後に前記ディスクに書込み、前記第２の制御手段は前記次の書込みデータを書込むと
きに、前記バッファメモリに前記入出力バッファ手段に
保存した書込みデータと前記ワークバッファ手段に保存
されたデータとを格納して前記ディスクに書込みするこ
とを特徴とする請求項２記載のディスク記録再生システ
ム。
【請求項４】前記第１の制御手段は、前記ディスク制
御手段によるデータ書込み動作時に、次のデータ書込み
時の物理セクタ範囲に含まれる物理セクタの前半部まで
を書込む場合に、その前半部に相当する論理セクタ長の
書込みデータを前記ワークバッファ手段に保存し、前記第２の制御手段は、前記次のデータ書込み時に、前
記ワークバッファ手段に保存されたデータを指定の物理
セクタ範囲の先頭セクタの前半部に書込み、それ以降の
物理セクタ範囲に前記入出力バッファ手段に保存された
書込みデータを書込むように制御することを特徴とする
請求項２記載のディスク記録再生システム。
【請求項５】前記第１の制御手段は、前記ディスク制
御手段によるデータ書込み動作時に、次のデータ書込み
時の物理セクタ範囲に含まれる物理セクタの後半部まで
を書込む場合に、その後半部に相当する論理セクタ長の
書込みデータを前記ワークバッファ手段に保存し、前記第２の制御手段は、前記次のデータ書込み時に、指
定の物理セクタ範囲に前記入出力バッファ手段に保存さ
れた書込みデータを書込むと共に、その物理セクタ範囲
の前記後半部に前記ワークバッファ手段に保存されたデ
ータを書込むように制御することを特徴とする請求項２
記載のディスク記録再生システム。
【請求項６】入出力命令に応じて記録媒体であるディ
スクに対してデータを書込み又は読出しする入出力動作
を実行し、この入出力動作の入出力単位である物理セク
タ長が前記入出力命令により定義される論理セクタ長の
整数倍であるディスク記録再生システムであって、前記入出力命令に応じて前記ディスクに対して物理セク
タ単位のデータの書込み又は読出し動作を制御するディ
スク制御手段と、前記ディスク制御手段によるデータの読出し動作時また
は書込み動作時に、所定の論理セクタ数分の読出しデー
タまたは書込みデータを保存する入出力バッファ手段
と、少なくとも１論理セクタ分の読出しデータまたは書込み
データを保存するワークバッファ手段と、前記ディスクから読出したデータを書換えるデータ更新
時に、アクセス対象の物理セクタ範囲に含まれる最終物
理セクタの後半部または先頭物理セクタの前半部に相当
する論理セクタ長のデータを前記ワークバッファ手段に
保存する第１の制御手段と、前記データ更新時に、前記ディスク制御手段により読出
したアクセス対象の論理セクタ範囲のデータを更新して
前記入出力バッファ手段に保存し、前記ワークバッファ
手段に保存されたデータと前記入出力バッファ手段に保
存されたデータとをアクセス対象の物理セクタ範囲に書
込むように制御する第２の制御手段とを具備したことを
特徴とするディスク記録再生システム。
【請求項７】前記データ更新時に、前記第１の制御手
段は前記ディスク制御手段により読出されたアクセス対
象の物理セクタ範囲に含まれる最終物理セクタの後半部
に相当する論理セクタ長のデータを前記ワークバッファ
手段に保存し、前記第２の制御手段は、前記入出力バッファ手段に保存
されたアクセス対象の論理セクタ範囲の更新データを指
定の物理セクタ範囲の先頭セクタから書込み、前記ワー
クバッファ手段に保存されたデータを前記物理セクタ範
囲に含まれる最終物理セクタの後半部に書込むように制
御することを特徴とする請求項６記載のディスク記録再
生システム。
【請求項８】前記データ更新時に、前記第１の制御手
段は前記ディスク制御手段により読出されたアクセス対
象の物理セクタ範囲に含まれる先頭物理セクタの前半部
に相当する論理セクタ長のデータを前記ワークバッファ
手段に保存し、前記第２の制御手段は、前記ワークバッファ手段に保存
されたデータを前記物理セクタ範囲に含まれる先頭物理
セクタの前半部に書込み、前記入出力バッファ手段に保
存されたアクセス対象の論理セクタ範囲の更新データを
前記先頭物理セクタの前半部から以降に書込むように制
御することを特徴とする請求項６記載のディスク記録再
生システム。
【請求項９】入出力命令に応じて記録媒体であるディ
スクに対してデータを書込み又は読出しする入出力動作
を実行し、この入出力動作の入出力単位である物理セク
タ長が前記入出力命令により定義される論理セクタ長の
整数倍であるディスク記録再生システムであって、データ書込み動作時に、書込み対象である論理セクタ範
囲が対応する物理セクタ範囲の先頭物理セクタの開始か
らデータ書込み動作を実行するときに、読出し動作不要
情報をセットする手段と、前記読出し動作不要情報がセットされている状態で、前
記入出力命令の書込み要求に応じて、書込み対象である
書込みデータを指定の物理セクタ範囲の前記先頭物理セ
クタの開始位置から書込むように制御する第１の制御手
段と、前記データ書込み動作時に、前記読出し動作不要情報が
セットされていない場合に、書込み対象である指定の物
理セクタ範囲のデータを読出し、この読出しデータを書
込み対象である書込みデータに基づいて更新した後に前
記指定の物理セクタ範囲に書込むように制御する第２の
制御手段とを具備したことを特徴とするディスク記録再
生システム。
【請求項１０】入出力命令に応じて記録媒体であるデ
ィスクに対して物理セクタ単位のデータを書込み又は読
出しする動作を制御するディスク制御手段と、入出力命
令により定義される論理セクタ長の書込みデータを所定
の論理セクタ数分保存する入出力バッファ手段とを有
し、入出力単位である物理セクタ長が前記入出力命令に
より定義される論理セクタ長の整数倍であるディスク記
録再生システムに適用する入出力制御方法であって、少なくとも１論理セクタ分の書込みデータを保存するワ
ークバッファ手段を有し、前記ディスク制御手段による最初のデータ書込み動作時
に、前記入出力バッファ手段に保存した書込みデータを
指定の物理セクタ範囲に書込み終了した後に、その物理
セクタ範囲に含まれた物理セクタであって次の書込みデ
ータの論理セクタを含む物理セクタの前半部または後半
部に相当する論理セクタ長のデータを前記ワークバッフ
ァ手段に保存するステップと、前記ディスク制御手段により前記次の書込みデータを書
込むときに、前記入出力バッファ手段に保存された書込
みデータと前記ワークバッファ手段に保存されたデータ
とを前記ディスクに書込み動作するように制御するステ
ップとからなることを特徴とする入出力制御方法。