JPH11224165A

JPH11224165A - ディスク装置

Info

Publication number: JPH11224165A
Application number: JP2711398A
Authority: JP
Inventors: Junji Yomo; 淳史四方; Takuji Nishitani; 卓史西谷; Hitoshi Ogawa; 仁小川; Masatoshi Nishina; 昌俊仁科; Katsumi Yamamoto; 克己山本
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1998-02-09
Filing date: 1998-02-09
Publication date: 1999-08-17

Abstract

(57)【要約】【課題】ディスク媒体上の不連続な位置に分割され記
録されているデータや、繋がり情報に対するアクセス動
作を短時間に行うディスク装置を提供する。【解決手段】ホスト１およびディスク媒体８の間の転
送データが一旦格納されるバッファメモリ３内に、ディ
スク媒体８の記録位置間の繋がり関係を示す繋がり情報
４を格納する。この繋がり情報４を用いて、ホスト１が
次に指定するアドレスを求め（１３）、対応するデータ
をディスク媒体８から読み出して、バッファメモリ３に
格納しておく。そして、ホスト１が指定したアドレス
と、求めたアドレスとが一致（１５）した場合は、求め
たアドレスに応じて予め読み出しておいたデータをバッ
ファメモリ３からホスト１に転送する制御を行う
（６）。さらに、ホスト１による繋がり情報へのアクセ
スに応じて、バッファメモリ３内の繋がり情報４の読み
出しや更新を行う。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ディスク型の記録
媒体（ディスク媒体）を利用するディスク装置に関し、
特に、読み出しが予想されるデータを予めディスク媒体
から読み出す先読み制御機能を有するディスク装置に関
する。

【０００２】

【従来の技術】磁気ディスク装置等のディスク装置は、
ディスク媒体と、一時記憶用のバッファメモリとを有す
る。ホスト装置からリードコマンドを受信すると、ディ
スク装置は、リードヘッドの位置を、読み出し対象のデ
ータが記録されるディスク媒体上に移動し、データを読
み出す。そして、読み出したデータを一旦バッファメモ
リに格納し、その格納データを読み出してホスト装置に
転送する。この動作においては、リードヘッドの移動か
ら、読み出したデータをバッファメモリに格納するまで
の動作に、最も時間がかかる。

【０００３】リードコマンドに対処する動作の高速化の
ため、ディスク装置内のバッファメモリの一部をキャッ
シュメモリとして使用する方式がある。この方式では、
ホストから頻繁にアクセスされるデータをキャッシュメ
モリ内に格納し、保持する。そして、読み出し対象のデ
ータがキャッシュメモリ内にある場合は、それを読み出
してホスト装置に転送することにより、リードコマンド
に高速に応答できるようにしている。このようなキャッ
シュメモリを用いた高速化の手法については、例えば、
特開平８−３１４８０３号公報に記載されいる。

【０００４】また、磁気ディスク装置では、一般に、デ
ィスク媒体の記録データの記録位置間の繋がりを認識で
きるようにするための情報（繋がり情報）を、ディスク
媒体の所定の領域に記録している。ホスト装置は、繋が
り情報を読み出し、読み出すデータのアドレス情報の決
定に利用する。そして、ディスク媒体へのデータの書き
込みや書換えなどが起ると、ライトコマンドによりディ
スク媒体上の繋がり情報の変更を行う。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、バッフ
ァメモリの一部をキャッシュメモリとして使用する上記
従来の技術では、アクセス頻度の低いデータ、および、
以前にアクセスされたことのないデータに関しては、デ
ィスク媒体からの読み出しが必要となり、リード動作に
時間がかかるという欠点があった。

【０００６】また、上記従来の技術では、繋がり情報の
読み出しや更新のために、ディスク媒体にアクセスする
必要があるため、繋がり情報のリード動作およびライト
動作にも時間がかかる。特に、繋がり情報の更新は頻繁
に行われるため、ディスク媒体の主要なアクセス対象で
あるファイル領域へのアクセス動作を大きく遅延させる
可能性がある。

【０００７】そこで、本発明は、ディスク媒体上の不連
続な位置に分割され記録されているデータに対するリー
ド動作を、そのアクセス頻度と関係なしに、より短時間
に行うディスク装置を提供することを目的とする。

【０００８】また、本発明は、繋がり情報に対するリー
ド動作やライト動作を、より短時間に行うディスク装置
を提供することを目的とする。

【０００９】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明は、データが記録されるディスク媒体と、該
ディスク媒体およびホスト装置との間で転送されるデー
タが一旦格納されるバッファメモリとを有するディスク
装置において、前記ディスク媒体内に分割されて記録さ
れている一連のデータの記録位置間の繋がり関係を示す
繋がり情報が格納される、前記バッファメモリ内の予め
定めた領域と、ホスト装置からリードコマンドおよびア
ドレスが送られた場合、該アドレスおよび前記バッファ
メモリ内の繋がり情報を用いて、ホスト装置が次に読み
出しを行うと予想されるアドレスを求めるアドレス検知
手段と、求めたアドレスのデータを前記ディスク媒体か
ら読み出し、前記バッファメモリに格納する制御を行う
手段と、リードコマンドおよびアドレスが送られた場
合、該アドレスと、求めたアドレスとを比較する手段
と、該比較結果が一致の場合に、求めたアドレスに応じ
て前記バッファメモリに格納しておいたデータをホスト
装置に転送する制御を行う手段とを備えることを特徴と
するディスク装置を提供する。

【００１０】また、本発明は、データが記録されるディ
スク媒体と、データが記録されるディスク媒体と、該デ
ィスク媒体およびホスト装置との間で転送されるデータ
が一旦格納されるバッファメモリとを有するディスク装
置において、前記ディスク媒体内に分割されて記録され
ている一連のデータの記録位置間の繋がり関係を示す繋
がり情報が格納される、前記バッファメモリ内の予め定
めた領域と、前記繋がり情報についてのリードコマンド
が送られた場合に、前記バッファメモリに格納している
繋がり情報をホスト装置に転送する制御を行う手段とを
備えることを特徴とするディスク装置を提供する。

【００１１】

【発明の実施の形態】以下、図面を用いて、本発明の実
施の形態について説明する。

【００１２】図１は、本発明の実施形態に係るディスク
装置の構成を示すブロック図である。本ディスク装置
は、バス信号線を介してホスト（コンピュータ）１に接
続されるＨＢＩ（Host Bus Interface）部２と、回転型
磁気記憶媒体であるディスク媒体８と、ディスク媒体８
のアクセスデータを一時的に格納するためのバッファメ
モリ５と、バッファメモリ５のアクセスを管理するため
のバッファ管理部（ＢＭ）５と、ディスク媒体８への書
込み制御を行うためのディスクフォーマッタ（ＤＦ）部
７と、本ディスク装置全体の制御を行うためのＭＰＵ６
とを有する。

【００１３】ディスク媒体８は、複数の磁気ディスク
と、各磁気ディスク毎に１つ設けられた磁気ヘッドと、
磁気ディスクおよび磁気ヘッドの駆動機構とを有する
（以上、図示略）。なお、全ての磁気ディスクは、同じ
回転軸に接続され、駆動機構により同じ回転をなされ
る。また、全ての磁気ヘッドは、同じ駆動部材に接続さ
れ、各磁気ディスク上の同じ位置に位置決めされる。

【００１４】バッファメモリ３には、ホスト１と、ディ
スク媒体８のデータ領域との間で転送されるデータ（リ
ードデータおよびライトデータ）が一旦格納されるデー
タ格納領域の他に、ディスク媒体８上のデータの記録位
置間の繋がり情報が格納されるＦＡＴ情報格納領域４
と、予測したアドレスを基に先読みしたデータが格納さ
れる先読データ格納領域とが形成されいる。

【００１５】バッファ管理部５は、ディスク媒体８への
アクセスがあき状態（すなわち、ディスク装置がアイド
ル状態）かどうかを判定し、この判定結果を示す状態信
号をＭＰＵ６に出力する状態信号生成回路１９を有す
る。

【００１６】本実施形態では、データ間の記録位置の繋
がり情報として、多くのオペレーションシステム（Ｏ
Ｓ）で使用されているＦＡＴ（File Allocation Tabl
e）を用いている。ただし、本発明における繋がり情報
はＦＡＴに限定されるものではない。

【００１７】ＨＢＩ部２は、ホスト１の発行したコマン
ドおよびアドレスがそれぞれ格納されるコマンドレジス
タ９およびアドレスレジスタ１０と、コマンドレジスタ
９に格納されたコマンドの種別を判定するためのリード
・ライト判定回路１１と、ホスト装置１が次にリードす
ると予想されるアドレス（以下、次回リードアドレス）
を求めるための次アドレス予測回路１３と、求めたアド
レスが格納される期待値レジスタ１４と、ディスク媒体
属性データが格納されるレジスタ１６，１７，１８と、
求めたアドレスおよび実際にホスト1より指定されたア
ドレスの比較を行うためのコンペア回路１５と、レジス
タ１６〜１８の設定およびＦＡＴ情報へのアクセスの検
出を行うためのＦＡＴ制御回路１２とを有する。

【００１８】次アドレス予測回路１３は、リード・ライ
ト判定回路１１でリードコマンドの発行が検出され、か
つ、ＦＡＴ制御回路１２でＦＡＴへのアクセスでないと
判定された場合に、次回リードアドレスを求める（以
下、予測と表現する）。

【００１９】この予測には、ＦＡＴ情報格納領域４のＦ
ＡＴ情報と、レジスタ１６，１７，１８のディスク媒体
属性データとがパラメータとして用いられる。ディスク
媒体属性データは、本ディスク装置におけるクラスタ当
たりのセクタ数情報と、トラック当りのセクタ数情報
と、シリンダ当りのヘッド数情報とからなる。これらの
情報は、それぞれ、セクタ／クラスタレジスタ１６、セ
クタ／トラックレジスタ１７、ヘッド／シリンダレジス
タ１８に格納される。

【００２０】ここで、クラスタは、ホスト１のＯＳがデ
ィスク装置の記憶領域を管理するために使用している単
位である。１つのクラスタは、連続した複数のセクタに
より構成されている。シリンダは、ディスク媒体８の複
数のディスクにおけるヘッド軌道が形成する筒状の領域
のことである。

【００２１】ここで、本ディスク装置の動作の概要につ
いて説明する。

【００２２】装置立上げ時、本ディスク装置では、各種
レジスタ１４，１６〜１８およびＦＡＴ情報格納領域４
の設定を含む初期設定動作がなされる。

【００２３】ホスト１が本ディスク装置に対し行うアク
セスには、ディスク媒体８のファイル領域に対するリー
ド／ライトと、ディスク媒体８のＦＡＴに対するリード
／ライトとが含まれる。

【００２４】ディスク媒体８のファイル領域に対するリ
ードコマンドおよびアドレスが発行されると、本ディス
ク装置は、対象のデータをディスク媒体８から読み出し
て、一旦バッファメモリ５に格納し、それを読み出して
ホスト１に転送する。この際、本ディスク装置では、バ
ッファメモリ５内のＦＡＴ情報を用いて、次回リードア
ドレスの予測を行い、ディスク媒体８へのアクセスが空
き状態のときに、予測したアドレスのデータをディスク
媒体８から読み出し、バッファメモリ５の先読みデータ
領域に格納しておく。そして、新たにリードコマンドお
よびアドレスが発行され、そのアドレスと予測したアド
レスとが一致した場合、本ディスク装置は、バッファメ
モリ５の先読みデータ領域に格納しているデータをホス
ト１に転送する。

【００２５】ディスク媒体８のＦＡＴに対するリードコ
マンドが発行されると、本ディスク装置は、バッファメ
モリ３内のＦＡＴ情報格納領域４内のＦＡＴ情報を読み
出して、ホスト１に転送する。ＦＡＴに対するライトコ
マンドが発行された場合には、ＦＡＴ情報格納領域４内
のＦＡＴ情報の書換えを行う。そして、ディスク媒体８
へのアクセスが空き状態のときに、ＦＡＴ情報格納領域
４内のＦＡＴ情報をディスク媒体８に書き込むことによ
り、ディスク媒体８上のＦＡＴ情報を更新する。

【００２６】次に、ディスク媒体８上のファイル構造お
よびＦＡＴ情報について、図２および図３を用いて説明
する。

【００２７】図２に、ディスク媒体８上のファイル構造
の一例を示す。ホスト１のＯＳは、ディスク媒体８の記
録領域を、連続した複数のセクタ１０１からなるクラス
タ位置１００の単位で管理している。ただし、一般的な
ディスク装置はディスク媒体の記憶領域をセクタ単位で
管理するため、ホスト１は、コマンドおよびアドレスを
発行する際、ドライバプログラムを用いて、クラスタ単
位の命令をセクタ単位の命令に変換してからディスク装
置に発行する。

【００２８】複数の磁気ディスクからなるディスク媒体
８内の全記録領域は、ホスト１では、連続したクラスタ
およびセクタとして認識される。このような論理的なク
ラスタまたはセクタにより、ホスト１は全記録領域の任
意の位置を指定することができる。論理的な記録位置
と、実際の記録位置（シリンダ、ヘッド、物理セクタに
より定まる）との対応関係は、ＭＰＵ６により管理され
る。本実施形態の説明では、断りのない場合、セクタお
よびクラスタは論理的なものである。

【００２９】ディスク媒体８にはブート情報が記録され
ている。このブート情報には、どのファイルがどのクラ
スタに書かれているかを特定可能とするディレクトリエ
ントリ情報１０２およびＦＡＴ情報１０３と、クラスタ
当たりのセクタ数と、トラック当りのセクタ数と、シリ
ンダ当りのヘッド数とが含まれる。

【００３０】ブート情報を構成する各情報の記録位置
は、ディスク媒体８の最外周の予め定めた位置（先頭セ
クタ）に記録されているパーティションテーブル１０４
により特定される。

【００３１】ホスト１のＯＳがクラスタ単位より大きい
ファイルをディスク媒体８に書き込む場合、そのファイ
ルは複数のクラスタに分けて記録される。同じファイル
から分割したクラスタであっても、一般に、その記録位
置は不連続となる（例えば、図２に示す１００−１、１
００−２、１００−３）。

【００３２】ＦＡＴ情報は、このようなクラスタ間の繋
がりを管理するためのものである。一方、ディレクトリ
エントリ情報１０２は、ディスク媒体８に記録されてい
る各データファイルの名前と、そのファイルの先頭デー
タの記録位置を示す位置情報とからなる。

【００３３】図３は、ＦＡＴ情報の構造を説明するため
の図である。図には、ＯＳにより１つのファイルとして
認識されるFile１が、クラスタ毎に、Data1、Data2、Da
ta3、Data4、Data5、Data６の６個のデータブロックに
分けて記録される例を示している。

【００３４】ＦＡＴ情報１０３は、ディスク媒体８内の
各クラスタ位置１００に割当てたシリアル番号であるク
ラスタ番号と、そのクラスタに繋がるクラスタの番号で
ある接続先クラスタ番号とを対応付けている。ここで、
ディスク媒体８内の各クラスタ位置１００の記録位置
は、クラスタ番号により一意に識別される。図３の例で
は、Data１〜Data６の記録先のクラスタ番号（１６進
数）が、それぞれ、「０００３」、「０００５」、「０
００６」、「０００９」、「０００Ａ」、「０００Ｂ」
となっている。

【００３５】File１の最初のData1の記録先のクラスタ
番号は、ディレクトリエントリ１０２（図２）より「０
００３」であることがわかる。ＦＡＴ情報において、ク
ラスタ番号「０００３」に対応する接続先クラスタ番号
が「０００５」であることから、Data2の格納先のクラ
スタ番号は「０００５」であるとわかる。同様にして、
他のData3〜Data6の格納先のクラスタ番号がわかる。そ
して、ＦＡＴ情報において、Data6についての接続先ク
ラスタ番号が接続先なしを示す「ＦＦＦＦ」であること
から、Data6がFile1の最後のデータブロックであること
がわかる。このようにして、ホスト1のＯＳおよび本デ
ィスク装置は、ＦＡＴ情報を基に、リード対象のクラス
タを認識する。

【００３６】図４は、次アドレス予測回路１３の構成を
示すブロック図である。図示のように、次アドレス予測
回路１３は、アドレス変換回路４００、検索モジュール
４０１、および、次クラスタレジスタ４０２により構成
されている。

【００３７】アドレス変換回路４００は、クラスタ番号
をそれに対応するセクタ番号に変換する働きを持ったク
ラスタ・セクタ変換回路４０３と、セクタ番号をそれに
対応するクラスタ番号に変換する働きを持ったセクタ・
クラスタ変換回路４０４とにより構成されている。

【００３８】ホスト１の発行するアドレスが物理アドレ
スである場合、セクタ・クラスタ変換回路４０４は、レ
ジスタ１６および１８内のヘッド数ａおよびトラック当
りのセクタ数ｂを用いて、図４中の第１式により、物理
アドレスを一旦論理アドレス（セクタ番号）に変換す
る。そして、レジスタ１７内のクラスタ当りのセクタ数
ｃを用いて、図４中の第２式によりセクタ番号をクラス
タ番号に変換する。ホスト１の発行するアドレスが論理
アドレス（セクタ番号）である場合は、第２式により、
セクタ番号をクラスタ番号に変換する。

【００３９】発行されたコマンドがリードコマンドであ
ると判定されると、セクタ・クラスタ変換回路４０４
は、アドレスレジスタ１０から論理アドレスまたは物理
アドレス（セクタ番号）を読み出し、そのセクタに対応
するクラスタ番号を算出する。

【００４０】検索回路４０１は、算出されたクラスタ番
号をバッファメモリ３内のＦＡＴ情報で検索し、対応す
る接続先クラスタ番号を抽出し、次クラスタレジスタ４
０２に格納する。

【００４１】クラスタ・セクタ変換回路４０３は、次ク
ラスタレジスタ４０２内のクラスタ番号に対応するセク
タ番号を順次に算出し、次回リードアドレスとして、期
待値レジスタ１４に格納する。

【００４２】図５および図６は、本ディスク装置の動作
を示すフローチャートである。

【００４３】装置立上げ時、本ディスク装置では、ＭＰ
Ｕ６の制御により初期設定動作が行われる。まず、ＭＰ
Ｕ６は、パーティションテーブル１０４を読み出し、こ
のテーブル１０４を用いてブート情報（１０２、１０３
等）を読み出す。ＦＡＴ制御回路１２は、ＭＰＵ６を介
して、セクタ／クラスタ数情報、セクタ／トラック数情
報、および、ヘッド／シリンダ数情報を受取り、それぞ
れ、レジスタ１６、１７、１８に格納する。また、ＭＰ
Ｕ６は、ディスク媒体８から読み出したＦＡＴ情報１０
３をバッファメモリ３内のＦＡＴ情報格納領域４に格納
すると共に、期待値レジスタ１４には次回リードアドレ
スの存在しないことを示す値を設定する。そして、これ
らの設定が完了すると、本ディスク装置の動作は、図５
に示すフローチャートのコマンド待ち状態（２００）に
移行する。

【００４４】まず、ホスト１からリードコマンドが発行
された時の動作について説明する。ここでは、ホスト１
が、図２においてクラスタ位置１００−１、１００−
２、１００−３の順に分割され記録されているファイル
を、３回のリードコマンドの発行により順次読み出す例
について述べる。

【００４５】まず、一回目のリードコマンドが発行され
た時の動作を説明する。ホスト１から一回目のリードコ
マンドが発行されると（２００:Yes）、そのコマンドコ
ードとアドレスが、それぞれ、コマンドレジスタ９とア
ドレスレジスタ１０に書き込まれる。は、コマンドレジ
スタ９内のコマンドを識別して、リードコマンドである
と判定する（２０１:Yes）。続いて、このコマンドがＦ
ＡＴへのアクセスであるかどうかをＦＡＴ制御回路１２
がアドレスレジスタ１０の格納値を基に判定する。この
時、アドレスレジスタ１０にはクラスタ位置１００−１
の先頭セクタのアドレスが格納されているため、ＦＡＴ
へのリードでないと判定される（２０２:No）。コンペ
ア回路１５は、ＦＡＴ以外の情報のリード時に起動さ
れ、期待値レジスタ１４の設定値を調べる（２０３）。
この時点では期待値レジスタ１４に予想アドレスが格納
されていないため（２０３:No）、アドレスの比較は行
われない。そして、アドレスレジスタ１０の格納アドレ
スに応じて、リード対象のデータ（クラスタ位置１００
−１のセクタ群）がディスク媒体８から読み出され、一
旦バッファメモリ３に格納される（図６の３１０）。そ
して、バッファメモリ３に格納されたデータは、読み出
されてホスト１へ転送される（図５の２０５）。データ
転送が終了すると、コマンド終了処理が行われ（２０
６）、動作はコマンド待ち状態（２００）へ移行する。

【００４６】ＦＡＴへのアクセスでないと判定した後に
は（２０２:No）、さらに、次回リードアドレスについ
ての先読み制御がなされる（２０７〜２１２）。まず、
次アドレス予測回路１３は、アドレスレジスタ１０の設
定値と、バッファメモリ３内のＦＡＴ情報と、レジスタ
１６〜１８の各設定値とを用いて、次回リードアドレス
を予測できるかどうかを判定する。この例では、ＦＡＴ
情報により、図２において一回目のリードデータのクラ
スタ位置１００−１がクラスタ位置１００−２に繋がっ
ていることがわかるため、アドレスを予測できると判定
する（２０７:Yes）。そして、次アドレス予測回路１３
は、次回リードアドレスを算出し、期待値レジスタ１４
に格納する（２０８、２０９）。この時の次回リードア
ドレスの予測値は、クラスタ位置１００−２のセクタ群
の先頭アドレスとなる。期待値レジスタ１４に予測アド
レスが格納されると、ＭＰＵ６は、バッファ管理部５内
の状態信号生成回路１９から出力される信号から、ディ
スク媒体８へのアクセスがあき状態（ディスク装置がア
イドル状態）であるかどうかを調べる。そして、あき状
態となった時点（２１０:Yes）、つまり、この例では一
回目のリードコマンドにおけるディスク媒体８へのアク
セスが全て終了した時点で、期待値レジスタ１４の次回
リードアドレスを指定して、ディスク媒体８のデータを
読み出し、バッファメモリ３の先読みデータ領域に格納
する。これにより、クラスタ位置１００−２のセクタ群
のデータが先読みデータ格納領域に格納される。そし
て、動作はコマンド待ち状態に移る（２００）。

【００４７】次に、二回目のリードコマンドが発行され
た時の動作を説明する。ホスト１から二回目のリードコ
マンドが発行されると、コマンドコードとアドレスが、
それぞれコマンドレジスタ９とアドレスレジスタ１０に
書込まれる。そして、リード・ライト判定回路１１がリ
ードコマンドであると判定し（２０１:Yes）、ＦＡＴ制
御回路１２はＦＡＴへのリードでないと判定する（２０
２：No）。上述の２０９で期待値レジスタ１４内に次回
リードアドレスを格納しているため、コンペア回路１５
は、アドレスレジスタ１０および期待値レジスタ１４の
各格納値の比較を行う（２０４）。この例では、アドレ
スレジスタ１０および期待値レジスタ１４には、共に、
クラスタ位置１００−２のセクタ群を指示す同じアドレ
ス値が格納されている。このため、両者が一致した旨の
通知がＭＰＵ６に出される。この通知を受けたＭＰＵ６
は、既にバッファメモリ３内の先読みデータ領域に格納
しているクラスタ位置１００−２のセクタ群のデータを
ホスト１に転送する制御を行い（２０５）、コマンド終
了処理を行う（２０６）。このように、二回目のリード
コマンドに対する動作は、ディスク媒体８へのアクセス
を行わずに済むため、短時間に終了する。

【００４８】また、二回目のアクセスにおいても、一回
目のアクセス時と同様の先読み制御がなされる（２０７
〜２１２）。この例では、次回リードアドレスとして、
クラスタ?のアドレスが算出され、期待値レジスタ１４
に設定される。そして、ディスク媒体８へのアクセスが
あき状態状態となった時に、クラスタ位置１００−３の
データがディスク媒体８から読み出され、バッファメモ
リ３内の先読みデータ領域に格納される。

【００４９】次に、三回目のリードコマンドが発行され
た時の動作を説明する。この時も、二回目と同様のデー
タ読出し動作が行われるが、先読み制御の動作が異な
る。ホスト１から三回目のリードコマンドが発行される
と、コマンドコードとアドレスが、それぞれレジスタ
９，１０に書込まれ、リード・ライト判定回路１１がリ
ードコマンドであると判定し（２０１:Yes）、ＦＡＴ制
御回路１２はＦＡＴへのリードでないと判定する（２０
２：No）。期待値レジスタ１４内に次回リードアドレス
が格納されているため、コンペア回路１５は、アドレス
レジスタ１０および期待値レジスタ１４の各格納値の比
較を行い（２０４）、両者が一致した旨の通知をＭＰＵ
６に出す。この通知を受けたＭＰＵ６は、既にバッファ
メモリ３内の先読みデータ領域に格納しているクラスタ
位置１００−３のセクタ群のデータをホスト１に転送し
（２０５）、コマンド終了処理を行う（２０６）。この
ように、三回目のリードコマンドに応じたリード動作も
短時間に行われる。

【００５０】そして、この例では、ＦＡＴ情報により、
クラスタ位置１００−３がファイルの最終クラスタであ
ることがわかるため、ＦＡＴ制御回路１２が、次回リー
ドアドレスを予測できないと判定し（２０７:No）、次
アドレス予測回路１３は、予測アドレスが存在しないこ
とを示す値を期待値レジスタ１４に格納する。

【００５１】以上のように、本ディスク装置では、複数
のクラスタに分割されてディスク媒体８に記録されてい
るデータファイルをホスト１がリードする場合に、ＦＡ
Ｔ情報を用いたアドレスの予測および先読みにより、２
回目以降のリードコマンドに対応するリードデータの転
送を短時間に実施することができる。すなわち、ディス
ク媒体上の不連続な位置に分割され記録されているデー
タに対するリード動作を、そのアクセス頻度と関係なし
に、従来例よりも短時間に行うことができる。

【００５２】次に、ＦＡＴ１０３へのアクセスが行われ
る場合の動作について説明する。

【００５３】ホスト１からＦＡＴ情報１０３に対するリ
ードコマンドおよびアドレスが発行されると、そのコマ
ンドコードとアドレスがそれぞれコマンドレジスタ９と
アドレスレジスタ１０に書き込まれ（２００:Yes）、リ
ードコマンドであるとの判定がなされる（２０１:Ye
s）。ＦＡＴ制御回路１２は、アドレスレジスタ１０の
値から、ＦＡＴ情報１０３へのアクセスであること判定
し、そのことをＭＰＵ６に通知する（２０２:Yes）。こ
の通知を受けたＭＰＵ６は、アドレスレジスタ１０の格
納アドレスに対応する、バッファメモリ３内のＦＡＴ情
報格納領域４に格納されているＦＡＴ情報をホスト１に
転送する制御を行い（図５の３１１）、コマンド処理を
終了する（３１２）。

【００５４】このように、本ディスク装置では、時間の
かかるディスク媒体８へのアクセス動作を行わずに、Ｆ
ＡＴ情報をホスト１に転送するため、従来例に比べ、Ｆ
ＡＴ情報へのリード動作を短時間に行うことができる。

【００５５】ホスト１からＦＡＴ情報１０３に対するラ
イトコマンドおよびアドレスが発行されると、そのコマ
ンドコードとアドレスがそれぞれコマンドレジスタ９と
アドレスレジスタ１０に書き込まれ（２００:Yes）、ラ
イトコマンドであるとの判定がなされる（２０１:No、
３００:Yes）。ＦＡＴ制御回路１２は、アドレスレジス
タ１０の値から、ＦＡＴ情報１０３へのアクセスである
と判定し、そのことをＭＰＵ６に通知する（３０１:Ye
s）。この通知を受けたＭＰＵ６は、ホスト１から送ら
れて来るライトデータを、アドレスレジスタ１０の格納
アドレスに対応するＦＡＴ情報格納領域４に格納させる
制御を行い（３０５）、コマンド終了処理を行う（３０
４）。また、ディスク媒体８へのアクセスが空き状態と
なった時に（３０６:Yes）、ＦＡＴ情報格納領域４内の
ＦＡＴ情報を、ディスク媒体８のＦＡＴ１０３に書込む
（３０７）。

【００５６】このように、本ディスク装置では、ＦＡＴ
情報１０３に対するライトコマンドを受けると、バッフ
ァメモリ３内のＦＡＴ情報のライトを行い、ディスク媒
体８のアクセスが空き状態の時にディスク媒体８上のＦ
ＡＴ１０３の更新を行う。このため、ホスト１にとって
は、ＦＡＴ情報１０３のライトが従来例に比べて短時間
に行われることになる。

【００５７】また、ＦＡＴ情報へのライトは、バッファ
メモリ３の空き容量とは無関係に高速に行われる。従来
のディスク装置では、ディスク媒体への書込み待ち状態
のデータによりバッファメモリの空き容量がなくなる
と、ディスク装置からホストに、データ受信準備ができ
ていないとする通知がなされ、バッファメモリの空き領
域が確保され、データ受信準備ができたとする通知がな
されるまで、ホストは、ＦＡＴ情報のライトを行うこと
ができなかった。

【００５８】また、本ディスク装置では、ディスク媒体
８上のＦＡＴ情報１０３をバッファメモリ３の領域４に
格納する動作、および、レジスタ１６〜１８に属性情報
を設定する動作を、装置立上げ時に自律で行うため、ユ
ーザーやホスト１に特別な作業や機能を要求せずに、リ
ード／ライト動作を短時間に行うという上述の効果を生
じる。

【００５９】なお、本発明は、以上の実施形態の構成に
限定されるものではない。実施形態においてＭＰＵ６が
行っていた処理機能の一部（例えば、ディスク媒体８内
のＦＡＴ情報１０３の更新）を、ハードウェア回路によ
り実施するようにしてもよい。逆に、ＨＢＩ部２等のハ
ードウェア回路の処理機能の一部（例えば、リード・ラ
イト判定回路１１、ＦＡＴ制御回路１２、次アドレス予
測回路１３）をＭＰＵ６のソフトウェア処理により実施
するようにしてもよい。

【００６０】また、本ディスク装置内に、クラスタ当り
のセクタ数情報、トラック当りのセクタ数情報、およ
び、シリンダ当りのヘッド数情報が格納される不揮発性
メモリを配置するようにしてもよい。この場合、装置立
上げ時に、ディスク媒体８からでなく、不揮発性メモリ
からレジスタ１６〜１８の格納情報を読み出すようにす
る。また、ＦＡＴ情報１０３が格納される不揮発性メモ
リを追加し、装置立上げ時に、不揮発性メモリ内のＦＡ
Ｔ情報をバッファメモリ３内の領域４に格納する制御を
行うようにしてもよい。このようにすることで、装置立
上げ時の初期設定動作をより短時間に行うことができる
ようになる。

【００６１】また、以上では磁気ディスク装置について
説明したが、本発明は、光ディスク装置、光磁気ディス
ク装置など、他の形態のディスク装置に適用することが
できる。

【００６２】

【発明の効果】本発明によれば、ディスク媒体上の不連
続な位置に分割され記録されているデータに対するリー
ド動作を、そのアクセス頻度と関係なしに、より短時間
に行うディスク装置を提供することができる。

【００６３】また、本発明は、繋がり情報に対するリー
ド動作やライト動作を、より短時間に行うディスク装置
を提供することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明によるディスク装置の実施形態を示すブ
ロック図である。

【図２】ディスク媒体のデータ構造の一例を示す図であ
る。

【図３】ＦＡＴ情報の構造を説明するための図である。

【図４】次アドレス予測回路の構成を示すブロック図で
ある。

【図５】ディスク装置の動作フローチャート（１）であ
る。

【図６】ディスク装置の動作フローチャート（２）であ
る。

【符号の説明】１...ホスト２...ホストバスインタフェース部（ＨＢＩ）３...バッファメモリ４...バッファメモリ内のＦＡＴ情報格納領域５...バッファ管理部（ＢＭ）６...ＭＰＵ７...ディスクフォーマッタ（ＤＦ）８...ディスク媒体９...コマンドレジスタ１０...アドレスレジスタ１１...リード・ライト判定回路１２...ＦＡＴ制御回路１３...次アドレス予測回路１４...期待値レジスタ１５...コンペア回路１６...セクタ／クラスタレジスタ１７...セクタ／トラックレジスタ１８...ヘッド／シリンダレジスタ１９...状態信号生成回路１００...クラスタ１０１...セクタ１０２...ディスク媒体上のディレクトリエントリ情報１０３...ディスク媒体上のＦＡＴ情報１０４...ディスク媒体上のパーティションテーブル

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者仁科昌俊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)発明者山本克己東京都小平市上水本町五丁目20番１号株式会社日立製作所半導体事業部内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】データが記録されるディスク媒体と、該デ
ィスク媒体およびホスト装置との間で転送されるデータ
が一旦格納されるバッファメモリとを有するディスク装
置において、前記ディスク媒体内に分割されて記録されている一連の
データの記録位置間の繋がり関係を示す繋がり情報が格
納される、前記バッファメモリ内の予め定めた領域と、ホスト装置からリードコマンドおよびアドレスが送られ
た場合、該アドレスおよび前記バッファメモリ内の繋が
り情報を用いて、ホスト装置が次に読み出しを行うと予
想されるアドレスを求めるアドレス検知手段と、求めたアドレスのデータを前記ディスク媒体から読み出
し、前記バッファメモリに格納する制御を行う手段と、リードコマンドおよびアドレスが送られた場合、該アド
レスと、求めたアドレスとを比較する手段と、該比較結果が一致の場合に、求めたアドレスに応じて前
記バッファメモリに格納しておいたデータをホスト装置
に転送する制御を行う手段とを備えることを特徴とする
ディスク装置。
【請求項２】請求項１記載のディスク装置において、クラスタ当りのセクタ数の情報と、トラック当りのセク
タ数情報と、シリンダ当りのヘッド数情報とからなる属
性情報が格納されるレジスタをさらに備え、前記アドレス検知手段は、アドレスを求めるために、さ
らに前記属性情報を用いることを特徴とするディスク装
置。
【請求項３】データが記録されるディスク媒体と、該デ
ィスク媒体およびホスト装置との間で転送されるデータ
が一旦格納されるバッファメモリとを有するディスク装
置において、前記ディスク媒体内に分割されて記録されている一連の
データの記録位置間の繋がり関係を示す繋がり情報が格
納される、前記バッファメモリ内の予め定めた領域と、前記繋がり情報についてのリードコマンドが送られた場
合に、前記バッファメモリに格納している繋がり情報を
ホスト装置に転送する制御を行う手段とを備えることを
特徴とするディスク装置。
【請求項４】請求項３記載のディスク装置において、前記繋がり情報についてのライトコマンドが送られた場
合に、前記バッファメモリに格納している繋がり情報を
更新する制御を行う手段をさらに備えることを特徴とす
るディスク装置。
【請求項５】請求項１、３または４記載のディスク装置
において、前記繋がり情報は、前記ディスク媒体の予め定めた位置
に記録されており、装置立上げ時に、前記繋がり情報をディスク媒体上から
読み出して、前記バッファメモリに格納する手段をさら
に備えることを特徴とするディスク装置。
【請求項６】請求項４記載のディスク装置において、前記繋がり情報は、前記ディスク媒体の予め定めた位置
に記録されており、装置立上げ時に、前記繋がり情報をディスク媒体上から
読み出して、前記バッファメモリに格納する制御を行う
手段と、前記バッファメモリ内の繋がり情報の更新後、前記ディ
スク媒体へのアクセスがない期間に、該ディスク媒体に
記録されている繋がり情報を更新する制御を行う手段と
を、さらに備えることを特徴とするディスク装置。
【請求項７】請求項１、３または４記載のディスク装置
において、前記繋がり情報は、ＦＡＴ（File Allocation Table）
により管理されることを特徴とするディスク装置。
【請求項８】請求項１、３または４記載のディスク装置
において、前記繋がり情報が格納されている、書き込み可能な不揮
発性のメモリと、装置立上げ時に、前記メモリ内の繋がり情報を読み出し
て、前記バッファメモリに格納する手段とを、さらに備
えることを特徴とするディスク装置。
【請求項９】データが記録されるディスク媒体と、該デ
ィスク媒体およびホスト装置との間で転送されるデータ
が一旦格納されるバッファメモリとを有するディスク装
置において、前記ディスク媒体内に分割されて記録されている一連の
データの記録位置間の繋がり関係を示す繋がり情報が格
納されるメモリと、ホスト装置からリードコマンドおよびアドレスが送られ
た場合、該アドレスおよび前記メモリ内の繋がり情報を
用いて、ホスト装置が次に読み出しを行うと予想される
アドレスを求めるアドレス検知手段と、求めたアドレスのデータを前記ディスク媒体から読み出
し、前記バッファメモリに格納する制御を行う手段と、リードコマンドおよびアドレスが送られた場合、該アド
レスと、求めたアドレスとを比較する手段と、該比較結果が一致の場合に、求めたアドレスに応じて前
記バッファメモリに格納しておいたデータをホスト装置
に転送する制御を行う手段とを備えることを特徴とする
ディスク装置。