JPH11327978A - データ記憶装置およびデータ管理方法 - Google Patents
データ記憶装置およびデータ管理方法Info
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- JPH11327978A JPH11327978A JP10130443A JP13044398A JPH11327978A JP H11327978 A JPH11327978 A JP H11327978A JP 10130443 A JP10130443 A JP 10130443A JP 13044398 A JP13044398 A JP 13044398A JP H11327978 A JPH11327978 A JP H11327978A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】ブロックサイズ未満の更新リクエスト処理時の
性能低下を軽減することのできるデータ記憶装置を提供
する。 【解決方法】データ記憶装置２０全体の制御を司る制御
部２１は、ブロックサイズ未満で読み出されたデータ、
もしくはブロックサイズ未満で更新されたデータは、再
度、同一サイズ、すなわちブロックサイズ未満で更新さ
れる可能性が高いと仮定し、ホストシステム１０からの
ブロックサイズ未満の読み出しリクエスト処理時、この
リクエストで指定された読み出し対象領域を包含するブ
ロックデータを読み出しバッファ２５に格納しておく。
同様に、制御部２１は、ホストシステム１０からのブロ
ックサイズ未満の更新リクエスト処理時、このリクエス
トで更新されたブロックデータを読み出しバッファ２５
に格納しておく。
性能低下を軽減することのできるデータ記憶装置を提供
する。 【解決方法】データ記憶装置２０全体の制御を司る制御
部２１は、ブロックサイズ未満で読み出されたデータ、
もしくはブロックサイズ未満で更新されたデータは、再
度、同一サイズ、すなわちブロックサイズ未満で更新さ
れる可能性が高いと仮定し、ホストシステム１０からの
ブロックサイズ未満の読み出しリクエスト処理時、この
リクエストで指定された読み出し対象領域を包含するブ
ロックデータを読み出しバッファ２５に格納しておく。
同様に、制御部２１は、ホストシステム１０からのブロ
ックサイズ未満の更新リクエスト処理時、このリクエス
トで更新されたブロックデータを読み出しバッファ２５
に格納しておく。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は、所定のブロック
サイズをもつブロックデータを所定数蓄積する書き込み
バッファと少なくとも一つ以上のディスク装置とを備
え、この書き込みバッファに蓄積された所定数のブロッ
クデータを一括してディスク装置に書き込むデータ記憶
装置および同装置に適用されるデータ管理方法に係り、
特に、ブロックサイズ未満の更新リクエスト処理時の性
能低下を軽減することのできるデータ記憶装置および同
装置に適用されるデータ管理方法に関する。
サイズをもつブロックデータを所定数蓄積する書き込み
バッファと少なくとも一つ以上のディスク装置とを備
え、この書き込みバッファに蓄積された所定数のブロッ
クデータを一括してディスク装置に書き込むデータ記憶
装置および同装置に適用されるデータ管理方法に係り、
特に、ブロックサイズ未満の更新リクエスト処理時の性
能低下を軽減することのできるデータ記憶装置および同
装置に適用されるデータ管理方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、情報の電子化が急速に進んでお
り、文書や図形のみならず、音声、静止画像および動画
像などといった様々な情報が電子化されて利用されてい
る。そして、この急速な情報の電子化に伴なって、高速
かつ大容量のデータ記憶装置が種々開発されてきてお
り、その中の一つとして、書き込みリクエストされたブ
ロックデータを所定数蓄積し、この蓄積したブロックデ
ータを元の書き込みリクエストアドレスとは無関係に一
括してディスク装置に書き込むとともに、元のリクエス
トのアドレス（論理アドレス）と実際に書き込んだアド
レス（物理アドレス）との対応をアドレス変換テーブル
により管理するといったデータ記憶装置が存在する。
り、文書や図形のみならず、音声、静止画像および動画
像などといった様々な情報が電子化されて利用されてい
る。そして、この急速な情報の電子化に伴なって、高速
かつ大容量のデータ記憶装置が種々開発されてきてお
り、その中の一つとして、書き込みリクエストされたブ
ロックデータを所定数蓄積し、この蓄積したブロックデ
ータを元の書き込みリクエストアドレスとは無関係に一
括してディスク装置に書き込むとともに、元のリクエス
トのアドレス（論理アドレス）と実際に書き込んだアド
レス（物理アドレス）との対応をアドレス変換テーブル
により管理するといったデータ記憶装置が存在する。
【０００３】このデータ記憶装置では、蓄積した複数の
ブロックデータを一括してディスク装置に書き込むこと
から、ディスク装置に対する処理要求の発生を抑えるこ
とができるため、高速な書き込み処理能力を提供するこ
とが可能となる。
ブロックデータを一括してディスク装置に書き込むこと
から、ディスク装置に対する処理要求の発生を抑えるこ
とができるため、高速な書き込み処理能力を提供するこ
とが可能となる。
【０００４】以下、図面を参照してこのデータ記憶装置
における読み出し処理および書き込み処理の動作原理を
説明する。図８には、このデータ記憶装置２０の概略構
成が示されている。
における読み出し処理および書き込み処理の動作原理を
説明する。図８には、このデータ記憶装置２０の概略構
成が示されている。
【０００５】図８に示すように、このデータ記憶装置２
０は、アドレス変換テーブル２３を備えている。このデ
ータ記憶装置２０では、ホストシステム１０側に提供す
る記憶空間をブロックと称する固定長の記憶単位で分割
する。なお、このホストシステム１０側に提供する記憶
空間と、実際にデータを格納するディスク装置２４が提
供する記憶空間とは固定で対応づけられるものではな
く、ディスク領域への書き込み時に動的に決定されるも
のである。そして、この対応を管理するためのテーブル
がアドレス変換テーブル２３である。
０は、アドレス変換テーブル２３を備えている。このデ
ータ記憶装置２０では、ホストシステム１０側に提供す
る記憶空間をブロックと称する固定長の記憶単位で分割
する。なお、このホストシステム１０側に提供する記憶
空間と、実際にデータを格納するディスク装置２４が提
供する記憶空間とは固定で対応づけられるものではな
く、ディスク領域への書き込み時に動的に決定されるも
のである。そして、この対応を管理するためのテーブル
がアドレス変換テーブル２３である。
【０００６】なお、以降の説明においては、このデータ
記憶装置２０がホストシステム１０側に提供する記憶空
間を論理記憶空間と、また、この論理記憶空間を参照す
るためのアドレス情報を論理アドレスと表現する。さら
に、ディスク装置２４が提供する記憶空間を物理記憶空
間と、また、この物理記憶空間を参照するためのアドレ
ス情報を物理アドレスと表現する。
記憶装置２０がホストシステム１０側に提供する記憶空
間を論理記憶空間と、また、この論理記憶空間を参照す
るためのアドレス情報を論理アドレスと表現する。さら
に、ディスク装置２４が提供する記憶空間を物理記憶空
間と、また、この物理記憶空間を参照するためのアドレ
ス情報を物理アドレスと表現する。
【０００７】図９に、アドレス変換テーブル２３の構成
を示す。アドレス変換テーブル２３は、論理アドレスに
対応する物理アドレスを格納する。そして、このアドレ
ス変換テーブル２３のエントリを各ブロックの先頭論理
アドレスごとに与えることにより、このアドレス変換テ
ーブル２３を論理アドレスで参照するのみで該当ブロッ
クが収められているディスク装置の物理アドレスを得る
ことを可能とする。
を示す。アドレス変換テーブル２３は、論理アドレスに
対応する物理アドレスを格納する。そして、このアドレ
ス変換テーブル２３のエントリを各ブロックの先頭論理
アドレスごとに与えることにより、このアドレス変換テ
ーブル２３を論理アドレスで参照するのみで該当ブロッ
クが収められているディスク装置の物理アドレスを得る
ことを可能とする。
【０００８】ここで、このデータ記憶装置２０の書き込
みバッファ２２およびディスク装置２４への書き込みに
ついて説明する。書き込みバッファ２２は、書き込みリ
クエストされたデータを蓄積するための記憶領域であ
る。この書き込みバッファ２２は、固定長の記憶領域で
あり、その内部は論理的にブロックサイズ単位に分割さ
れている。また、この書き込みバッファ２２は、自身が
格納する各ブロックデータの論理アドレスを保持する。
みバッファ２２およびディスク装置２４への書き込みに
ついて説明する。書き込みバッファ２２は、書き込みリ
クエストされたデータを蓄積するための記憶領域であ
る。この書き込みバッファ２２は、固定長の記憶領域で
あり、その内部は論理的にブロックサイズ単位に分割さ
れている。また、この書き込みバッファ２２は、自身が
格納する各ブロックデータの論理アドレスを保持する。
【０００９】制御部２１は、ホストシステム１０から書
き込みリクエストされたデータをブロックサイズ単位に
分割し、分割されたブロックサイズのデータを書き込み
バッファ２２の空き領域に格納するとともに、対応する
論理アドレスも格納する。なお、このときの書き込みリ
クエスト処理は、書き込みデータが書き込みバッファ２
２に格納された時点で完了する。
き込みリクエストされたデータをブロックサイズ単位に
分割し、分割されたブロックサイズのデータを書き込み
バッファ２２の空き領域に格納するとともに、対応する
論理アドレスも格納する。なお、このときの書き込みリ
クエスト処理は、書き込みデータが書き込みバッファ２
２に格納された時点で完了する。
【００１０】また、制御部２１は、格納されたデータブ
ロックの数が書き込みバッファに格納可能なブロック数
に達した時点で、書き込み先である物理記憶空間の割り
当てを行ない、その書き込みバッファ２２の内容を一括
してディスク装置２４へ書き込む。なお、書き込み先の
物理記憶空間の割り当て処理の詳細については、本発明
の範囲外であるので省略する。
ロックの数が書き込みバッファに格納可能なブロック数
に達した時点で、書き込み先である物理記憶空間の割り
当てを行ない、その書き込みバッファ２２の内容を一括
してディスク装置２４へ書き込む。なお、書き込み先の
物理記憶空間の割り当て処理の詳細については、本発明
の範囲外であるので省略する。
【００１１】そして、このディスク装置２４への書き込
み完了後、制御部２１は、アドレス変換テーブル２３を
更新する。この処理は、ディスク装置２４へ書き込まれ
たデータブロックであって、書き込みバッファ２２中に
存在する各データブロックについて、該当データブロッ
クが書き込まれた物理アドレスを、書き込みを行なった
ディスクの先頭物理アドレスと該当データブロックの書
き込みバッファ２２内での位置とから求め、アドレス変
換テーブル２３を該当ブロックに対応する論理アドレス
で参照し、そのエントリに求めた物理アドレスを登録す
る。
み完了後、制御部２１は、アドレス変換テーブル２３を
更新する。この処理は、ディスク装置２４へ書き込まれ
たデータブロックであって、書き込みバッファ２２中に
存在する各データブロックについて、該当データブロッ
クが書き込まれた物理アドレスを、書き込みを行なった
ディスクの先頭物理アドレスと該当データブロックの書
き込みバッファ２２内での位置とから求め、アドレス変
換テーブル２３を該当ブロックに対応する論理アドレス
で参照し、そのエントリに求めた物理アドレスを登録す
る。
【００１２】次に、このデータ記憶装置２０の書き込み
バッファ２２およびディスク装置２４からの読み出しに
ついて説明する。読み出し処理において、制御部２１
は、まず、該当データが書き込みバッファ２２中に存在
するか否かを検査する。この検査は、書き込みバッファ
２２中の各ブロックデータの論理アドレスから実施する
ことができる。そして、該当データが書き込みバッファ
２２中に存在する場合、制御部２１は、そのデータをリ
クエストで指定されたサイズでホストシステム１０に転
送することにより、この読み出しリクエスト処理を完了
する。
バッファ２２およびディスク装置２４からの読み出しに
ついて説明する。読み出し処理において、制御部２１
は、まず、該当データが書き込みバッファ２２中に存在
するか否かを検査する。この検査は、書き込みバッファ
２２中の各ブロックデータの論理アドレスから実施する
ことができる。そして、該当データが書き込みバッファ
２２中に存在する場合、制御部２１は、そのデータをリ
クエストで指定されたサイズでホストシステム１０に転
送することにより、この読み出しリクエスト処理を完了
する。
【００１３】一方、該当データが書き込みバッファ２２
中に存在しない場合には、制御部２１は、読み出しリク
エストで指定された読み出し論理アドレスを、まず、ブ
ロック境界に補正し、この補正した読み出し論理アドレ
スでアドレス変換テーブル２３を参照することにより、
該当データを含むデータブロックが格納されている物理
アドレスを求める。この後、制御部２１は、この物理ア
ドレスからリクエストで指定されたサイズのデータをデ
ィスク装置２４から読み出し、これをホストシステム１
０に転送することにより、この読み出しリクエストを完
了する。
中に存在しない場合には、制御部２１は、読み出しリク
エストで指定された読み出し論理アドレスを、まず、ブ
ロック境界に補正し、この補正した読み出し論理アドレ
スでアドレス変換テーブル２３を参照することにより、
該当データを含むデータブロックが格納されている物理
アドレスを求める。この後、制御部２１は、この物理ア
ドレスからリクエストで指定されたサイズのデータをデ
ィスク装置２４から読み出し、これをホストシステム１
０に転送することにより、この読み出しリクエストを完
了する。
【００１４】
【発明が解決しようとする課題】ここで、前述したデー
タ記憶装置２０がブロックサイズ未満の書き込みリクエ
ストを処理する場合について考える。前述したデータ記
憶装置２０において、ブロックサイズに満たないサイズ
でのデータ更新リクエスト処理時における書き込みバッ
ファ２２への蓄積処理については、一般的には以下のよ
うな手順が考えられる。 （１）書き込みリクエストで指定される更新対象データ
領域を包含するブロックをディスク装置２４から読み出
す。 （２）読み出したブロックを書き込みバッファ２２の空
き領域に蓄積する。 （３）書き込みバッファ２２の空き領域に蓄積したブロ
ックサイズのデータの更新対象領域に更新データを上書
きする。
タ記憶装置２０がブロックサイズ未満の書き込みリクエ
ストを処理する場合について考える。前述したデータ記
憶装置２０において、ブロックサイズに満たないサイズ
でのデータ更新リクエスト処理時における書き込みバッ
ファ２２への蓄積処理については、一般的には以下のよ
うな手順が考えられる。 （１）書き込みリクエストで指定される更新対象データ
領域を包含するブロックをディスク装置２４から読み出
す。 （２）読み出したブロックを書き込みバッファ２２の空
き領域に蓄積する。 （３）書き込みバッファ２２の空き領域に蓄積したブロ
ックサイズのデータの更新対象領域に更新データを上書
きする。
【００１５】すなわち、このような処理により、ブロッ
クサイズに満たない更新の際、データブロック中で更新
対象とならない部分を現在のデータを読み出すことによ
って補完していた。
クサイズに満たない更新の際、データブロック中で更新
対象とならない部分を現在のデータを読み出すことによ
って補完していた。
【００１６】しかしながら、このような処理は、ディス
ク装置２４からの読み出し処理を伴なうため、ブロック
サイズと一致するサイズでの更新処理に比べてより多く
の時間を要することになる。このため、ブロックサイズ
未満の書き込みアクセスの頻度が大きくなると、データ
記憶装置２０の性能を低下させてしまうといった問題が
あった。
ク装置２４からの読み出し処理を伴なうため、ブロック
サイズと一致するサイズでの更新処理に比べてより多く
の時間を要することになる。このため、ブロックサイズ
未満の書き込みアクセスの頻度が大きくなると、データ
記憶装置２０の性能を低下させてしまうといった問題が
あった。
【００１７】この発明はこのような実情に鑑みてなされ
たものであり、書き込みブロックデータを所定数蓄積
し、この蓄積したブロックデータを一括してディスク装
置に書き込むデータ記憶装置であって、ブロックサイズ
未満の更新リクエスト処理の性能低下を軽減することの
できるデータ記憶装置および同装置に適用されるデータ
管理方法を提供することを目的とする。
たものであり、書き込みブロックデータを所定数蓄積
し、この蓄積したブロックデータを一括してディスク装
置に書き込むデータ記憶装置であって、ブロックサイズ
未満の更新リクエスト処理の性能低下を軽減することの
できるデータ記憶装置および同装置に適用されるデータ
管理方法を提供することを目的とする。
【００１８】
【課題を解決するための手段】この発明は、前述した目
的を達成するために、既存の書き込みバッファとは別に
ブロックデータを所定数蓄積する読み出しバッファを新
たに設け、読み出しリクエスト処理時に、このリクエス
トで指定されたブロックデータを読み出しバッファに格
納しておくようにしたものである。
的を達成するために、既存の書き込みバッファとは別に
ブロックデータを所定数蓄積する読み出しバッファを新
たに設け、読み出しリクエスト処理時に、このリクエス
トで指定されたブロックデータを読み出しバッファに格
納しておくようにしたものである。
【００１９】この発明においては、読み出されたデータ
に対するブロックサイズ未満での更新については、再度
の読み出しのためのディスクアクセスを減らすことを実
現するため、データ記憶装置の性能低下を軽減させるこ
とを可能とする。
に対するブロックサイズ未満での更新については、再度
の読み出しのためのディスクアクセスを減らすことを実
現するため、データ記憶装置の性能低下を軽減させるこ
とを可能とする。
【００２０】また、この発明は、既存の書き込みバッフ
ァとは別にブロックデータを所定数蓄積する読み出しバ
ッファを新たに設け、ブロックサイズ未満の読み出しリ
クエスト処理時に、このリクエストで指定された読み出
し対象領域を包含するブロックデータを読み出しバッフ
ァに格納しておくようにしたものである。
ァとは別にブロックデータを所定数蓄積する読み出しバ
ッファを新たに設け、ブロックサイズ未満の読み出しリ
クエスト処理時に、このリクエストで指定された読み出
し対象領域を包含するブロックデータを読み出しバッフ
ァに格納しておくようにしたものである。
【００２１】この発明は、ブロックサイズ未満で読み出
されたデータは、同一サイズ、すなわちブロックサイズ
未満で更新される可能性が高いといったことを前提とす
るものであり、ブロックサイズ未満で更新される可能性
の高いデータを包含するブロックデータを読み出しバッ
ファに格納しておくことにより、ブロックサイズに満た
ない更新リクエスト処理時のディスクアクセスを減らす
ことを実現し、データ記憶装置の性能低下を軽減させる
ことを可能とする。
されたデータは、同一サイズ、すなわちブロックサイズ
未満で更新される可能性が高いといったことを前提とす
るものであり、ブロックサイズ未満で更新される可能性
の高いデータを包含するブロックデータを読み出しバッ
ファに格納しておくことにより、ブロックサイズに満た
ない更新リクエスト処理時のディスクアクセスを減らす
ことを実現し、データ記憶装置の性能低下を軽減させる
ことを可能とする。
【００２２】また、この発明は、ブロックサイズ未満の
更新リクエスト処理時に、このリクエストで更新された
ブロックデータを前記読み出しバッファに格納しておく
ようにしたものである。
更新リクエスト処理時に、このリクエストで更新された
ブロックデータを前記読み出しバッファに格納しておく
ようにしたものである。
【００２３】この発明もまた、ブロックサイズ未満で更
新されたデータは、同一サイズ、すなわちブロックサイ
ズ未満で再度更新される可能性が高いといったことを前
提とするものであり、ブロックサイズ未満で更新される
可能性の高いデータを包含するブロックデータを読み出
しバッファに格納しておくことにより、前述と同様、ブ
ロックサイズに満たない更新リクエスト処理時のディス
クアクセスを減らすことを実現し、データ記憶装置の性
能低下を軽減させることを可能とする。
新されたデータは、同一サイズ、すなわちブロックサイ
ズ未満で再度更新される可能性が高いといったことを前
提とするものであり、ブロックサイズ未満で更新される
可能性の高いデータを包含するブロックデータを読み出
しバッファに格納しておくことにより、前述と同様、ブ
ロックサイズに満たない更新リクエスト処理時のディス
クアクセスを減らすことを実現し、データ記憶装置の性
能低下を軽減させることを可能とする。
【００２４】また、この発明は、ブロックサイズ未満で
の更新有無を判定するためのフラグを前記ブロックデー
タごとに管理し、読み出しリクエスト処理時に、このリ
クエストで読み出されたブロックデータが過去にブロッ
クサイズ未満で更新されたことがあるか否かを前記管理
するフラグにより判定し、過去にブロックサイズ未満で
更新されたことのあるデータブロックであると判定した
ときに、そのブロックデータを前記読み出しバッファに
格納しておくようにしたものである。
の更新有無を判定するためのフラグを前記ブロックデー
タごとに管理し、読み出しリクエスト処理時に、このリ
クエストで読み出されたブロックデータが過去にブロッ
クサイズ未満で更新されたことがあるか否かを前記管理
するフラグにより判定し、過去にブロックサイズ未満で
更新されたことのあるデータブロックであると判定した
ときに、そのブロックデータを前記読み出しバッファに
格納しておくようにしたものである。
【００２５】この発明もまた、過去にブロックサイズ未
満で更新されたデータは、同一サイズ、すなわちブロッ
クサイズ未満で再度更新される可能性が高いといったこ
とを前提とするものであり、ブロックサイズ未満で更新
される可能性の高いデータを包含するブロックデータを
読み出しバッファに格納しておくことにより、前述と同
様、ブロックサイズに満たない更新リクエスト処理時の
ディスクアクセスを減らすことを実現し、データ記憶装
置の性能低下を軽減させることを可能とする。
満で更新されたデータは、同一サイズ、すなわちブロッ
クサイズ未満で再度更新される可能性が高いといったこ
とを前提とするものであり、ブロックサイズ未満で更新
される可能性の高いデータを包含するブロックデータを
読み出しバッファに格納しておくことにより、前述と同
様、ブロックサイズに満たない更新リクエスト処理時の
ディスクアクセスを減らすことを実現し、データ記憶装
置の性能低下を軽減させることを可能とする。
【００２６】また、この発明は、ブロックサイズ未満で
の更新処理が発生したブロックデータの論理アドレスま
たは物理アドレスを管理し、読み出しリクエスト処理時
に、このリクエストで読み出されたブロックデータが過
去にブロックサイズ未満で更新されたことがあるか否か
を前記管理する論理アドレスまたは物理アドレスにより
判定し、過去にブロックサイズ未満で更新されたことの
あるデータブロックであると判定したときに、そのブロ
ックデータを前記読み出しバッファに格納しておくよう
にしたものである。
の更新処理が発生したブロックデータの論理アドレスま
たは物理アドレスを管理し、読み出しリクエスト処理時
に、このリクエストで読み出されたブロックデータが過
去にブロックサイズ未満で更新されたことがあるか否か
を前記管理する論理アドレスまたは物理アドレスにより
判定し、過去にブロックサイズ未満で更新されたことの
あるデータブロックであると判定したときに、そのブロ
ックデータを前記読み出しバッファに格納しておくよう
にしたものである。
【００２７】この発明もまた、過去にブロックサイズ未
満で更新されたデータは、同一サイズ、すなわちブロッ
クサイズ未満で再度更新される可能性が高いといったこ
とを前提とするものであり、ブロックサイズ未満で更新
される可能性の高いデータを包含するブロックデータを
読み出しバッファに格納しておくことにより、前述と同
様、ブロックサイズに満たない更新リクエスト処理時の
ディスクアクセスを減らすことを実現し、データ記憶装
置の性能低下を軽減させることを可能とする。
満で更新されたデータは、同一サイズ、すなわちブロッ
クサイズ未満で再度更新される可能性が高いといったこ
とを前提とするものであり、ブロックサイズ未満で更新
される可能性の高いデータを包含するブロックデータを
読み出しバッファに格納しておくことにより、前述と同
様、ブロックサイズに満たない更新リクエスト処理時の
ディスクアクセスを減らすことを実現し、データ記憶装
置の性能低下を軽減させることを可能とする。
【００２８】
【発明の実施の形態】以下、図面を参照してこの発明の
実施の形態を説明する。 （第１実施形態）まず、この発明の第１実施形態につい
て説明する。図１は、この第１実施形態に係るデータ記
憶装置の概略構成を示す図である。
実施の形態を説明する。 （第１実施形態）まず、この発明の第１実施形態につい
て説明する。図１は、この第１実施形態に係るデータ記
憶装置の概略構成を示す図である。
【００２９】図１に示したように、この第１実施形態の
データ記憶装置２０は、図８に示した従来のデータ記憶
装置２０に読み出しバッファ２５を加えたものである。
この読み出しバッファ２５は、書き込みバッファ２２と
同様、固定長の記憶領域であり、その内部は論理的にブ
ロック単位に分割されている。また、この読み出しバッ
ファ２５も、自身が格納する各データブロックの論理ア
ドレスを保持する。以下、この読み出しバッファ２５の
取り扱いを第１実施形態のデータ記憶装置２０の読み出
し処理および書き込み処理の動作手順とともに説明す
る。
データ記憶装置２０は、図８に示した従来のデータ記憶
装置２０に読み出しバッファ２５を加えたものである。
この読み出しバッファ２５は、書き込みバッファ２２と
同様、固定長の記憶領域であり、その内部は論理的にブ
ロック単位に分割されている。また、この読み出しバッ
ファ２５も、自身が格納する各データブロックの論理ア
ドレスを保持する。以下、この読み出しバッファ２５の
取り扱いを第１実施形態のデータ記憶装置２０の読み出
し処理および書き込み処理の動作手順とともに説明す
る。
【００３０】図２は、第１実施形態のデータ記憶装置２
０のブロック読み出し処理の動作手順を説明するための
フローチャートである。この第１実施形態における読み
出し処理では、ホストシステム１０からの読み出しリク
エストで指定される読み出しサイズがブロックサイズよ
り小さい場合であっても、ディスク装置２４からのデー
タ読み出しの際には、読み出し対象領域を包含するブロ
ックをブロックサイズで読み出す。
０のブロック読み出し処理の動作手順を説明するための
フローチャートである。この第１実施形態における読み
出し処理では、ホストシステム１０からの読み出しリク
エストで指定される読み出しサイズがブロックサイズよ
り小さい場合であっても、ディスク装置２４からのデー
タ読み出しの際には、読み出し対象領域を包含するブロ
ックをブロックサイズで読み出す。
【００３１】読み出し処理において、制御部２１は、ま
ず、読み出しリクエストの論理アドレスと読み出しサイ
ズとから、該当データが書き込みバッファ２２中に存在
するか否かを検査する（ステップＡ１）。この検査は、
従来と同様、書き込みバッファ２２中の各ブロックデー
タの論理アドレスから実施することができる。そして、
該当データが書き込みバッファ２２中に存在する場合
（ステップＡ１のＹＥＳ）、制御部２１は、そのデータ
をリクエストで指定されたサイズでホストシステム１０
に転送することにより（ステップＡ２）、この読み出し
リクエストを完了する。
ず、読み出しリクエストの論理アドレスと読み出しサイ
ズとから、該当データが書き込みバッファ２２中に存在
するか否かを検査する（ステップＡ１）。この検査は、
従来と同様、書き込みバッファ２２中の各ブロックデー
タの論理アドレスから実施することができる。そして、
該当データが書き込みバッファ２２中に存在する場合
（ステップＡ１のＹＥＳ）、制御部２１は、そのデータ
をリクエストで指定されたサイズでホストシステム１０
に転送することにより（ステップＡ２）、この読み出し
リクエストを完了する。
【００３２】一方、該当データが書き込みバッファ２２
中に存在しない場合には（ステップＡ１のＮＯ）、制御
部２１は、今度は、読み出しリクエストの論理アドレス
と読み出しサイズとから、該当データが読み出しバッフ
ァ２５中に存在するか否かを検査する（ステップＡ
３）。この検査は、読み出しバッファ２５中の各ブロッ
クデータの論理アドレスから実施することができる。
中に存在しない場合には（ステップＡ１のＮＯ）、制御
部２１は、今度は、読み出しリクエストの論理アドレス
と読み出しサイズとから、該当データが読み出しバッフ
ァ２５中に存在するか否かを検査する（ステップＡ
３）。この検査は、読み出しバッファ２５中の各ブロッ
クデータの論理アドレスから実施することができる。
【００３３】ここで、該当データが読み出しバッファ２
５中に存在する場合（ステップＡ３のＹＥＳ）、制御部
２１は、そのデータをリクエストで指定されたサイズで
ホストシステム１０に転送することにより（ステップＡ
４）、この読み出しリクエストを完了する。
５中に存在する場合（ステップＡ３のＹＥＳ）、制御部
２１は、そのデータをリクエストで指定されたサイズで
ホストシステム１０に転送することにより（ステップＡ
４）、この読み出しリクエストを完了する。
【００３４】一方、該当データが読み出しバッファ２５
中にも存在しない場合には（ステップＡ３のＮＯ）、制
御部２１は、読み出しリクエストで指定された読み出し
論理アドレスを、まず、ブロック境界に補正し（ステッ
プＡ５）、この補正した読み出し論理アドレスでアドレ
ス変換テーブル２３を参照することにより、該当データ
を含むデータブロックが格納されている物理アドレスを
求める。そして、制御部２１は、この物理アドレスから
ブロックサイズのデータを読み出し、読み出したブロッ
クサイズのデータの中からリクエストで指定された範囲
のデータのみをホストシステム１０に転送することによ
り（ステップＡ６）、この読み出しリクエストを完了す
る。また、このとき、制御部２１は、ディスク装置２４
から読み出したブロックサイズのデータを、読み出しバ
ッファ２５の空き領域に格納しておく（ステップＡ
４）。
中にも存在しない場合には（ステップＡ３のＮＯ）、制
御部２１は、読み出しリクエストで指定された読み出し
論理アドレスを、まず、ブロック境界に補正し（ステッ
プＡ５）、この補正した読み出し論理アドレスでアドレ
ス変換テーブル２３を参照することにより、該当データ
を含むデータブロックが格納されている物理アドレスを
求める。そして、制御部２１は、この物理アドレスから
ブロックサイズのデータを読み出し、読み出したブロッ
クサイズのデータの中からリクエストで指定された範囲
のデータのみをホストシステム１０に転送することによ
り（ステップＡ６）、この読み出しリクエストを完了す
る。また、このとき、制御部２１は、ディスク装置２４
から読み出したブロックサイズのデータを、読み出しバ
ッファ２５の空き領域に格納しておく（ステップＡ
４）。
【００３５】次に、この第１実施形態における書き込み
処理を説明する。ブロックサイズの倍数と一致するサイ
ズの書き込みリクエストの処理については、制御部２１
は、従来と同様、ホストシステム１０からのリクエスト
データをブロックサイズに分割した後、書き込みバッフ
ァ２５の空き領域に順次格納していき、対応する論理ア
ドレスを記録する。そして、書き込みバッファ２２にす
べてのリクエストデータが蓄積された時点で書き込みリ
クエストは完了する。
処理を説明する。ブロックサイズの倍数と一致するサイ
ズの書き込みリクエストの処理については、制御部２１
は、従来と同様、ホストシステム１０からのリクエスト
データをブロックサイズに分割した後、書き込みバッフ
ァ２５の空き領域に順次格納していき、対応する論理ア
ドレスを記録する。そして、書き込みバッファ２２にす
べてのリクエストデータが蓄積された時点で書き込みリ
クエストは完了する。
【００３６】この第１実施形態の書き込み処理が従来の
書き込み処理と異なる点は、ブロックサイズ未満の書き
込みリクエスト処理であり、このときの処理手順を図３
を参照して説明する。
書き込み処理と異なる点は、ブロックサイズ未満の書き
込みリクエスト処理であり、このときの処理手順を図３
を参照して説明する。
【００３７】制御部２１は、まず、書き込みリクエスト
で指定される書き込み先論理アドレスをブロック境界に
補正する（ステップＢ１）。次に、制御部２１は、更新
対象領域を含むデータブロックが書き込みバッファ２２
中に存在するか否かを検査する（ステップＢ２）。この
検査は、ブロックサイズの倍数と一致する書き込み処理
の場合と同様、書き込みバッファ２２中の各ブロックデ
ータの論理アドレスから実施することができる。
で指定される書き込み先論理アドレスをブロック境界に
補正する（ステップＢ１）。次に、制御部２１は、更新
対象領域を含むデータブロックが書き込みバッファ２２
中に存在するか否かを検査する（ステップＢ２）。この
検査は、ブロックサイズの倍数と一致する書き込み処理
の場合と同様、書き込みバッファ２２中の各ブロックデ
ータの論理アドレスから実施することができる。
【００３８】更新対象領域を含むデータブロックが書き
込みバッファ２２中に存在する場合（ステップＢ２のＹ
ＥＳ）、制御部２１は、従来と同様、書き込みバッファ
２２中の該当データブロックの更新対象領域に対して更
新データを上書きし（ステップＢ３）、この書き込みリ
クエスト処理を完了する。
込みバッファ２２中に存在する場合（ステップＢ２のＹ
ＥＳ）、制御部２１は、従来と同様、書き込みバッファ
２２中の該当データブロックの更新対象領域に対して更
新データを上書きし（ステップＢ３）、この書き込みリ
クエスト処理を完了する。
【００３９】一方、更新対象領域を含むデータブロック
が書き込みバッファ２２中に存在しない場合（ステップ
Ｂ２のＮＯ）、制御部２１は、今度は、更新対象領域を
含むデータブロックが読み出しバッファ２５中に存在す
るか否かを検査する（ステップＢ４）。
が書き込みバッファ２２中に存在しない場合（ステップ
Ｂ２のＮＯ）、制御部２１は、今度は、更新対象領域を
含むデータブロックが読み出しバッファ２５中に存在す
るか否かを検査する（ステップＢ４）。
【００４０】更新対象領域を含むデータブロックが読み
出しバッファ２５中に存在する場合（ステップＢ４のＹ
ＥＳ）、制御部２１は、該当データブロックの更新対象
領域に対し更新データを上書きする（ステップＢ５）。
この後、該当データブロックを読み出しバッファ２５か
ら書き込みバッファ２２の空き領域に複写、蓄積するこ
とにより（ステップＢ６）、この書き込みリクエストを
完了する。これにより、読み出しバッファ２５および書
き込みバッファ２２の両方に、更新後のブロックのデー
タが残ることになる。
出しバッファ２５中に存在する場合（ステップＢ４のＹ
ＥＳ）、制御部２１は、該当データブロックの更新対象
領域に対し更新データを上書きする（ステップＢ５）。
この後、該当データブロックを読み出しバッファ２５か
ら書き込みバッファ２２の空き領域に複写、蓄積するこ
とにより（ステップＢ６）、この書き込みリクエストを
完了する。これにより、読み出しバッファ２５および書
き込みバッファ２２の両方に、更新後のブロックのデー
タが残ることになる。
【００４１】一方、更新対象領域を含むデータブロック
が書き込みバッファ２２中にも、読み出しバッファ２５
中にも存在しない場合は（ステップＢ４のＮＯ）、制御
部２１は、従来と同様、書き込みリクエストで指定され
る更新対象データ領域を包含するブロックをディスク装
置２４から読み出し（ステップＢ７）、この読み出した
データを書き込みバッファ２２の空き領域に格納した後
（ステップＢ８）、更新データを上書きすることにより
（ステップＢ９）、このリクエスト処理を完了する。ま
た、このとき、制御部２１は、書き込みバッファ２２中
で更新したデータブロックを読み出しバッファ２５の空
き領域へも複写し蓄積する（ステップＢ１０）。これに
より、読み出しバッファ２５および書き込みバッファ２
２の両方に、更新後のブロックのデータが残ることにな
る。
が書き込みバッファ２２中にも、読み出しバッファ２５
中にも存在しない場合は（ステップＢ４のＮＯ）、制御
部２１は、従来と同様、書き込みリクエストで指定され
る更新対象データ領域を包含するブロックをディスク装
置２４から読み出し（ステップＢ７）、この読み出した
データを書き込みバッファ２２の空き領域に格納した後
（ステップＢ８）、更新データを上書きすることにより
（ステップＢ９）、このリクエスト処理を完了する。ま
た、このとき、制御部２１は、書き込みバッファ２２中
で更新したデータブロックを読み出しバッファ２５の空
き領域へも複写し蓄積する（ステップＢ１０）。これに
より、読み出しバッファ２５および書き込みバッファ２
２の両方に、更新後のブロックのデータが残ることにな
る。
【００４２】一般的に、ブロックサイズ未満で更新され
たデータは、再びブロックサイズ未満のサイズで更新さ
れる可能性が高い。したがって、このように、更新後の
ブロックデータを読み出しバッファにも格納しておくこ
とにより、以後のブロックサイズ未満の更新処理時、更
新対象領域を包含するブロックが読み出しバッファ２５
中に存在する可能性が高くなる。
たデータは、再びブロックサイズ未満のサイズで更新さ
れる可能性が高い。したがって、このように、更新後の
ブロックデータを読み出しバッファにも格納しておくこ
とにより、以後のブロックサイズ未満の更新処理時、更
新対象領域を包含するブロックが読み出しバッファ２５
中に存在する可能性が高くなる。
【００４３】ここで、第１実施形態における読み出しバ
ッファ２５のデータ管理方法を説明する。図４に、第１
実施形態における読み出しバッファ２５の構成を示す。
図４に示したように、この読み出しバッファ２５は、複
数のブロックのデータを記憶するための記憶領域２５１
を備える。また、この記憶領域２５１をブロック単位で
参照するためのインデックス情報を備える。このインデ
ックス情報は、対応する記憶領域２５１中のブロックの
論理アドレスを保持する。
ッファ２５のデータ管理方法を説明する。図４に、第１
実施形態における読み出しバッファ２５の構成を示す。
図４に示したように、この読み出しバッファ２５は、複
数のブロックのデータを記憶するための記憶領域２５１
を備える。また、この記憶領域２５１をブロック単位で
参照するためのインデックス情報を備える。このインデ
ックス情報は、対応する記憶領域２５１中のブロックの
論理アドレスを保持する。
【００４４】データブロックを読み出しバッファ２５に
格納する際、読み出しバッファ２５の記憶領域２５１に
空きがない場合は、読み出しバッファ２５中の記憶領域
２５１に格納されたデータブロックのうち、たとえば参
照頻度が最も低いデータブロックを削除し、その領域に
格納する。この方法を実現する一例としては、読み出し
バッファ２５のブロックの参照頻度順に参照するための
インデックス情報を設けて、各インデックスがリスト構
造２５２をなすようにする方法などが考えられる。
格納する際、読み出しバッファ２５の記憶領域２５１に
空きがない場合は、読み出しバッファ２５中の記憶領域
２５１に格納されたデータブロックのうち、たとえば参
照頻度が最も低いデータブロックを削除し、その領域に
格納する。この方法を実現する一例としては、読み出し
バッファ２５のブロックの参照頻度順に参照するための
インデックス情報を設けて、各インデックスがリスト構
造２５２をなすようにする方法などが考えられる。
【００４５】また、各インデックス情報は、ブロックサ
イズの記憶領域の参照順に並んでおり、この並びは以下
のように維持する。前述の読み出しリクエスト処理時、
あるいは書き込みリクエスト処理時に、読み出しバッフ
ァ２５中の記憶領域２５１に対する読み出し参照または
書き込み参照が発生した場合、その記憶領域へのインデ
ックス情報をリスト構造２５２の先頭に移動させる。一
方、読み出しバッファ２５中の記憶領域２５１へのブロ
ックデータの格納時には、リスト構造２５２の最後尾に
位置する記憶領域２５１に格納するとともに、その格納
後、この記憶領域へのインデックス情報をリスト構造２
５２の先頭に移動する。また、参照頻度の低いデータブ
ロックに対応する記憶領域が削除され、新しいデータブ
ロックが格納された場合にも、インデックス情報のリス
ト構造２５２を変化させる。
イズの記憶領域の参照順に並んでおり、この並びは以下
のように維持する。前述の読み出しリクエスト処理時、
あるいは書き込みリクエスト処理時に、読み出しバッフ
ァ２５中の記憶領域２５１に対する読み出し参照または
書き込み参照が発生した場合、その記憶領域へのインデ
ックス情報をリスト構造２５２の先頭に移動させる。一
方、読み出しバッファ２５中の記憶領域２５１へのブロ
ックデータの格納時には、リスト構造２５２の最後尾に
位置する記憶領域２５１に格納するとともに、その格納
後、この記憶領域へのインデックス情報をリスト構造２
５２の先頭に移動する。また、参照頻度の低いデータブ
ロックに対応する記憶領域が削除され、新しいデータブ
ロックが格納された場合にも、インデックス情報のリス
ト構造２５２を変化させる。
【００４６】このように、読み出しバッファ２５へのブ
ロックの格納およびインデックス情報のリスト構造２５
２を操作することにより、常に参照頻度の高いデータの
みを読み出しバッファに格納させることが可能となる。
ロックの格納およびインデックス情報のリスト構造２５
２を操作することにより、常に参照頻度の高いデータの
みを読み出しバッファに格納させることが可能となる。
【００４７】これにより、読み出されたデータに対する
ブロックサイズ未満での更新、および過去にブロックサ
イズ未満で更新されたことのあるデータ対するブロック
サイズ未満での更新については、読み出しのためのディ
スクアクセスを減らすことが可能となり、データ記憶装
置２０の性能低下を軽減できることになる。
ブロックサイズ未満での更新、および過去にブロックサ
イズ未満で更新されたことのあるデータ対するブロック
サイズ未満での更新については、読み出しのためのディ
スクアクセスを減らすことが可能となり、データ記憶装
置２０の性能低下を軽減できることになる。
【００４８】なお、この第１実施形態では、読み出しバ
ッファ２５中の記憶領域２５１を参照頻度順にアクセス
する機能をインデックスのリスト構造２５２を用いて実
現したが、この発明はこれに限定するものではない。
ッファ２５中の記憶領域２５１を参照頻度順にアクセス
する機能をインデックスのリスト構造２５２を用いて実
現したが、この発明はこれに限定するものではない。
【００４９】（第２実施形態）次に、この発明の第２実
施形態を説明する。第１実施形態では、ディスク装置２
４からの読み出し処理時に、常に読み出しバッファ２５
に読み出しデータを格納している。しかしながら、蓄積
したものの参照されることなく破棄される場合も多い。
施形態を説明する。第１実施形態では、ディスク装置２
４からの読み出し処理時に、常に読み出しバッファ２５
に読み出しデータを格納している。しかしながら、蓄積
したものの参照されることなく破棄される場合も多い。
【００５０】そこで、この第２実施形態では、読み出し
バッファ２５中に参照されるブロックが存在する確率を
高めるために、ブロックサイズ未満の更新の可能性の高
いブロックだけを読み出しバッファ２５に格納する。
バッファ２５中に参照されるブロックが存在する確率を
高めるために、ブロックサイズ未満の更新の可能性の高
いブロックだけを読み出しバッファ２５に格納する。
【００５１】すなわち、読み出しバッファ２５に格納す
るブロックの条件を、ホストシステム１０からの読み出
しリクエストのサイズがブロックサイズ未満であり、読
み出しバッファ２５中に該当ブロックのデータが存在し
なかったためにディスク装置２４から読みだしたデータ
ブロックとする。これは、一度ブロックサイズ未満の読
みだしが発生した場合、該当ブロックに対する更新がブ
ロックサイズ未満の更新される可能性が高いという理由
によるものである。
るブロックの条件を、ホストシステム１０からの読み出
しリクエストのサイズがブロックサイズ未満であり、読
み出しバッファ２５中に該当ブロックのデータが存在し
なかったためにディスク装置２４から読みだしたデータ
ブロックとする。これは、一度ブロックサイズ未満の読
みだしが発生した場合、該当ブロックに対する更新がブ
ロックサイズ未満の更新される可能性が高いという理由
によるものである。
【００５２】これにより、参照される可能性の高いデー
タブロックのみを読み出しバッファ２５に置くことがで
き、読み出しバッファ２５利用効率をより高めることが
可能となる。
タブロックのみを読み出しバッファ２５に置くことがで
き、読み出しバッファ２５利用効率をより高めることが
可能となる。
【００５３】（第３実施形態）次に、この発明の第３実
施形態を説明する。この第３実施形態は、第２実施形態
で説明した予測方法が常に成り立つものではないという
ことを考慮したものであり、以前の同一ブロックに対す
る更新サイズに基づいて、読み出しバッファ２５に格納
するか否かを決定するようにしたものである。
施形態を説明する。この第３実施形態は、第２実施形態
で説明した予測方法が常に成り立つものではないという
ことを考慮したものであり、以前の同一ブロックに対す
る更新サイズに基づいて、読み出しバッファ２５に格納
するか否かを決定するようにしたものである。
【００５４】この第３実施形態では、各論理ブロックご
とに最後に実行された更新時の更新サイズがブロックサ
イズ未満かどうかを記録するための更新サイズ識別フラ
グを設ける。
とに最後に実行された更新時の更新サイズがブロックサ
イズ未満かどうかを記録するための更新サイズ識別フラ
グを設ける。
【００５５】具体的には、たとえば図５に示すように、
更新サイズ識別フラグをアドレス変換テーブル２３に付
加する。なお、更新サイズの記録方法は、これに限定す
るものではなく、いずれの方法を用いても差し支えな
い。
更新サイズ識別フラグをアドレス変換テーブル２３に付
加する。なお、更新サイズの記録方法は、これに限定す
るものではなく、いずれの方法を用いても差し支えな
い。
【００５６】この更新サイズ識別フラグは、該当ブロッ
クについての最後の更新が、「ブロックサイズ未満」お
よび「ブロックサイズ」のいずれであったかを示すもの
である。そして、この２つの状態が、ブロックサイズ未
満の更新の発生の有無を予測するための要素となる。
クについての最後の更新が、「ブロックサイズ未満」お
よび「ブロックサイズ」のいずれであったかを示すもの
である。そして、この２つの状態が、ブロックサイズ未
満の更新の発生の有無を予測するための要素となる。
【００５７】以下、この更新サイズ認識フラグを利用し
た読み出し処理および書き込み処理と読み出しバッファ
２５の管理とについて説明する。初期化時、制御部２１
は、更新サイズ認識フラグを、すべてのアドレスについ
て「ブロックサイズ未満」で初期化しておく。
た読み出し処理および書き込み処理と読み出しバッファ
２５の管理とについて説明する。初期化時、制御部２１
は、更新サイズ認識フラグを、すべてのアドレスについ
て「ブロックサイズ未満」で初期化しておく。
【００５８】読み出し処理は、第１実施形態の読み出し
処理と同様に行なうが、読み出したデータの読み出しバ
ッファ２５への格納処理時、制御部２１は、該当ブロッ
クに対応する更新サイズ認識フラグを参照する。
処理と同様に行なうが、読み出したデータの読み出しバ
ッファ２５への格納処理時、制御部２１は、該当ブロッ
クに対応する更新サイズ認識フラグを参照する。
【００５９】更新サイズ認識フラグが「ブロックサイズ
未満」を示している場合、制御部２１は、読み出しバッ
ファ２５に読み出したブロックのデータを格納し、リク
エストで指定されるデータ領域をホストシステム１０に
転送することにより、この読み出しリクエスト処理を完
了する。
未満」を示している場合、制御部２１は、読み出しバッ
ファ２５に読み出したブロックのデータを格納し、リク
エストで指定されるデータ領域をホストシステム１０に
転送することにより、この読み出しリクエスト処理を完
了する。
【００６０】一方、更新サイズ認識フラグが「ブロック
サイズ」を示している場合、制御部２１は、読み出しバ
ッファ２５に読み出したブロックのデータを格納するこ
となしに、読み出したデータ中のリクエストで指定され
るデータ領域をホストシステム１０に転送することによ
り、この読み出しリクエストを完了する。
サイズ」を示している場合、制御部２１は、読み出しバ
ッファ２５に読み出したブロックのデータを格納するこ
となしに、読み出したデータ中のリクエストで指定され
るデータ領域をホストシステム１０に転送することによ
り、この読み出しリクエストを完了する。
【００６１】また、書き込み処理も、第１実施形態の書
き込み処理と同様に行なうが、書き込みバッファ２２へ
の蓄積処理完了後、更新サイズがブロックサイズのとき
は、制御部２１は、該当ブロックの更新サイズ認識フラ
グを「ブロックサイズ」とする。一方、更新サイズがブ
ロックサイズ未満のときは、更新サイズ認識フラグを
「ブロックサイズ未満」とする。
き込み処理と同様に行なうが、書き込みバッファ２２へ
の蓄積処理完了後、更新サイズがブロックサイズのとき
は、制御部２１は、該当ブロックの更新サイズ認識フラ
グを「ブロックサイズ」とする。一方、更新サイズがブ
ロックサイズ未満のときは、更新サイズ認識フラグを
「ブロックサイズ未満」とする。
【００６２】このように、各論理ブロックに対する以前
の更新サイズに基づき、ブロックサイズ未満の更新処理
の発生を予測することにより、参照の可能性の高いデー
タブロックのみを読み出しバッファ２５に格納しておく
ことが可能となる。
の更新サイズに基づき、ブロックサイズ未満の更新処理
の発生を予測することにより、参照の可能性の高いデー
タブロックのみを読み出しバッファ２５に格納しておく
ことが可能となる。
【００６３】なお、この第３実施形態では、ブロックの
更新サイズを「ブロックサイズ未満」および「ブロック
サイズ」の２つの値で認識しているが、この発明はこれ
に限定するものではなく、たとえば更新サイズそのもの
を数値で記録するものであっても構わない。
更新サイズを「ブロックサイズ未満」および「ブロック
サイズ」の２つの値で認識しているが、この発明はこれ
に限定するものではなく、たとえば更新サイズそのもの
を数値で記録するものであっても構わない。
【００６４】（第４実施形態）次に、この発明の第４実
施形態を説明する。この第４実施形態では、過去にブロ
ックサイズ未満の更新処理が発生したブロックを特定す
るための方法として、過去にブロックサイズ未満の更新
処理が発生したブロックの論理アドレスを別途記録する
方法を採用する。
施形態を説明する。この第４実施形態では、過去にブロ
ックサイズ未満の更新処理が発生したブロックを特定す
るための方法として、過去にブロックサイズ未満の更新
処理が発生したブロックの論理アドレスを別途記録する
方法を採用する。
【００６５】図６に、この第４実施形態に係るデータ記
録装置２０の概略構成を示す。図６に示したように、こ
の第４実施形態のデータ記憶装置２０は、図１に示した
第１実施形態のデータ記憶装置２０にブロックサイズ未
満更新記録領域２６を加えたものである。このブロック
サイズ未満更新記録領域２６の構成の一例を図７に示
す。図７に示したように、このブロックサイズ未満更新
記録領域２６は、ブロックの先頭論理アドレスを格納す
る。
録装置２０の概略構成を示す。図６に示したように、こ
の第４実施形態のデータ記憶装置２０は、図１に示した
第１実施形態のデータ記憶装置２０にブロックサイズ未
満更新記録領域２６を加えたものである。このブロック
サイズ未満更新記録領域２６の構成の一例を図７に示
す。図７に示したように、このブロックサイズ未満更新
記録領域２６は、ブロックの先頭論理アドレスを格納す
る。
【００６６】読み出し処理は、第１実施形態の読み出し
処理と同様に行なうが、読み出したデータの読み出しバ
ッファ２５への格納処理時、制御部２１は、ブロックサ
イズ未満更新記録領域２６を探索し、該当ブロックに対
応する論理アドレスが格納されているか否かを確認す
る。
処理と同様に行なうが、読み出したデータの読み出しバ
ッファ２５への格納処理時、制御部２１は、ブロックサ
イズ未満更新記録領域２６を探索し、該当ブロックに対
応する論理アドレスが格納されているか否かを確認す
る。
【００６７】ブロックサイズ未満更新記録領域２６に該
当ブロックの論理アドレスが登録されている場合、制御
部２１は、読み出しバッファ２５に読み出したブロック
のデータを格納し、リクエストで指定されるデータ領域
をホストシステム１０に転送することにより、この読み
出しリクエスト処理を完了する。
当ブロックの論理アドレスが登録されている場合、制御
部２１は、読み出しバッファ２５に読み出したブロック
のデータを格納し、リクエストで指定されるデータ領域
をホストシステム１０に転送することにより、この読み
出しリクエスト処理を完了する。
【００６８】一方、ブロックサイズ未満更新記録領域２
６に該当ブロックの論理アドレスが登録されていない場
合、制御部２１は、読み出しバッファ２５に読み出した
ブロックのデータを格納することなしに、読み出したデ
ータ中のリクエストで指定されるデータ領域をホストシ
ステム１０に転送することにより、この読み出しリクエ
ストを完了する。
６に該当ブロックの論理アドレスが登録されていない場
合、制御部２１は、読み出しバッファ２５に読み出した
ブロックのデータを格納することなしに、読み出したデ
ータ中のリクエストで指定されるデータ領域をホストシ
ステム１０に転送することにより、この読み出しリクエ
ストを完了する。
【００６９】また、書き込み処理も、第１実施形態の書
き込み処理と同様に行なうが、書き込みバッファ２２へ
の蓄積処理完了後、更新サイズがブロックサイズのとき
は、制御部２１は、該当ブロックの論理アドレスをブロ
ックサイズ未満更新記録領域２６に登録する。
き込み処理と同様に行なうが、書き込みバッファ２２へ
の蓄積処理完了後、更新サイズがブロックサイズのとき
は、制御部２１は、該当ブロックの論理アドレスをブロ
ックサイズ未満更新記録領域２６に登録する。
【００７０】この方法によっても、各論理ブロックに対
する以前の更新サイズに基づき、ブロックサイズ未満の
更新処理の発生を予測することができ、参照の可能性の
高いデータブロックのみを読み出しバッファ２５に格納
しておくことが可能となる。
する以前の更新サイズに基づき、ブロックサイズ未満の
更新処理の発生を予測することができ、参照の可能性の
高いデータブロックのみを読み出しバッファ２５に格納
しておくことが可能となる。
【００７１】以上のように、前述した第１乃至第４実施
形態のデータ記憶装置２０のデータ管理方法によれば、
従来問題となっていた、ブロックサイズ未満の更新処理
時に実行されるディスク装置からの読み出しアクセスに
伴なう性能低下を改善することが可能となる。
形態のデータ記憶装置２０のデータ管理方法によれば、
従来問題となっていた、ブロックサイズ未満の更新処理
時に実行されるディスク装置からの読み出しアクセスに
伴なう性能低下を改善することが可能となる。
【００７２】
【発明の効果】以上詳述したように、この発明によれ
ば、既存の書き込みバッファとは別にブロックデータを
所定数蓄積する読み出しバッファを新たに設け、読み出
しリクエスト処理時に、このリクエストで指定されたブ
ロックデータを読み出しバッファに格納しておくように
することにより、読み出されたデータに対するブロック
サイズ未満での更新については、再度の読み出しのため
のディスクアクセスを減らすことを実現するため、デー
タ記憶装置の性能低下を軽減させることを可能とする。
ば、既存の書き込みバッファとは別にブロックデータを
所定数蓄積する読み出しバッファを新たに設け、読み出
しリクエスト処理時に、このリクエストで指定されたブ
ロックデータを読み出しバッファに格納しておくように
することにより、読み出されたデータに対するブロック
サイズ未満での更新については、再度の読み出しのため
のディスクアクセスを減らすことを実現するため、デー
タ記憶装置の性能低下を軽減させることを可能とする。
【００７３】また、ブロックサイズ未満の読み出しリク
エスト処理時に、このリクエストで指定された読み出し
対象領域を包含するブロックデータを読み出しバッファ
に格納しておくようにすることにより、ブロックサイズ
に満たない更新リクエスト処理時のディスクアクセスを
減らすことを実現し、データ記憶装置の性能低下を軽減
させることを可能とする。
エスト処理時に、このリクエストで指定された読み出し
対象領域を包含するブロックデータを読み出しバッファ
に格納しておくようにすることにより、ブロックサイズ
に満たない更新リクエスト処理時のディスクアクセスを
減らすことを実現し、データ記憶装置の性能低下を軽減
させることを可能とする。
【００７４】また、ブロックサイズ未満の更新リクエス
ト処理時に、このリクエストで更新されたブロックデー
タを読み出しバッファに格納しておくようにすることに
より、ブロックサイズ未満で更新される可能性の高いデ
ータを包含するブロックデータを読み出しバッファに格
納しておくことにより、前述と同様、ブロックサイズに
満たない更新リクエスト処理時のディスクアクセスを減
らすことを実現し、データ記憶装置の性能低下を軽減さ
せることを可能とする。
ト処理時に、このリクエストで更新されたブロックデー
タを読み出しバッファに格納しておくようにすることに
より、ブロックサイズ未満で更新される可能性の高いデ
ータを包含するブロックデータを読み出しバッファに格
納しておくことにより、前述と同様、ブロックサイズに
満たない更新リクエスト処理時のディスクアクセスを減
らすことを実現し、データ記憶装置の性能低下を軽減さ
せることを可能とする。
【００７５】また、ブロックサイズ未満での更新有無を
判定するためのフラグをブロックデータごとに管理し、
読み出しリクエスト処理時に、このリクエストで読み出
されたブロックデータが過去にブロックサイズ未満で更
新されたことがあるか否かをフラグにより判定し、過去
にブロックサイズ未満で更新されたことのあるデータブ
ロックであると判定したときに、そのブロックデータを
読み出しバッファに格納しておくようにすることによ
り、ブロックサイズ未満で更新される可能性の高いデー
タを包含するブロックデータを読み出しバッファに格納
しておくことにより、前述と同様、ブロックサイズに満
たない更新リクエスト処理時のディスクアクセスを減ら
すことを実現し、データ記憶装置の性能低下を軽減させ
ることを可能とする。
判定するためのフラグをブロックデータごとに管理し、
読み出しリクエスト処理時に、このリクエストで読み出
されたブロックデータが過去にブロックサイズ未満で更
新されたことがあるか否かをフラグにより判定し、過去
にブロックサイズ未満で更新されたことのあるデータブ
ロックであると判定したときに、そのブロックデータを
読み出しバッファに格納しておくようにすることによ
り、ブロックサイズ未満で更新される可能性の高いデー
タを包含するブロックデータを読み出しバッファに格納
しておくことにより、前述と同様、ブロックサイズに満
たない更新リクエスト処理時のディスクアクセスを減ら
すことを実現し、データ記憶装置の性能低下を軽減させ
ることを可能とする。
【００７６】さらに、ブロックサイズ未満での更新処理
が発生したブロックデータの論理アドレスまたは物理ア
ドレスを管理し、読み出しリクエスト処理時に、このリ
クエストで読み出されたブロックデータが過去にブロッ
クサイズ未満で更新されたことがあるか否かを前記管理
する論理アドレスまたは物理アドレスにより判定し、過
去にブロックサイズ未満で更新されたことのあるデータ
ブロックであると判定したときに、そのブロックデータ
を前記読み出しバッファに格納しておくようにすること
により、ブロックサイズ未満で更新される可能性の高い
データを包含するブロックデータを読み出しバッファに
格納しておくことにより、前述と同様、ブロックサイズ
に満たない更新リクエスト処理時のディスクアクセスを
減らすことを実現し、データ記憶装置の性能低下を軽減
させることを可能とする。
が発生したブロックデータの論理アドレスまたは物理ア
ドレスを管理し、読み出しリクエスト処理時に、このリ
クエストで読み出されたブロックデータが過去にブロッ
クサイズ未満で更新されたことがあるか否かを前記管理
する論理アドレスまたは物理アドレスにより判定し、過
去にブロックサイズ未満で更新されたことのあるデータ
ブロックであると判定したときに、そのブロックデータ
を前記読み出しバッファに格納しておくようにすること
により、ブロックサイズ未満で更新される可能性の高い
データを包含するブロックデータを読み出しバッファに
格納しておくことにより、前述と同様、ブロックサイズ
に満たない更新リクエスト処理時のディスクアクセスを
減らすことを実現し、データ記憶装置の性能低下を軽減
させることを可能とする。
【図面の簡単な説明】
【図１】この発明の第１実施形態に係るデータ記憶装置
の概略構成を示す図。
の概略構成を示す図。
【図２】同第１実施形態のデータ記憶装置のブロック読
み出し処理の動作手順を説明するためのフローチャー
ト。
み出し処理の動作手順を説明するためのフローチャー
ト。
【図３】同第１実施形態のブロックサイズ未満の書き込
みリクエスト処理の動作手順を説明するためのフローチ
ャート。
みリクエスト処理の動作手順を説明するためのフローチ
ャート。
【図４】同第１実施形態における読み出しバッファの構
成を示す図。
成を示す図。
【図５】同第１実施形態の更新サイズ識別フラグが付加
されたアドレス変換テーブルを示す図。
されたアドレス変換テーブルを示す図。
【図６】同第４実施形態に係るデータ記録装置の概略構
成を示す図。
成を示す図。
【図７】同第４実施形態のブロックサイズ未満更新記録
領域の構成の一例を示す図。
領域の構成の一例を示す図。
【図８】従来のデータ記憶装置の概略構成を示す図。
【図９】従来のデータ記憶装置のアドレス変換テーブル
の構成を示す図。
の構成を示す図。
１０…ホストシステム、２０…データ記憶装置、２１…
制御部、２２…書き込みバッファ、２３…アドレス変換
バッファ、２４…ディスク装置、２５…読み出しバッフ
ァ、２６…ブロックサイズ未満更新記録領域。
制御部、２２…書き込みバッファ、２３…アドレス変換
バッファ、２４…ディスク装置、２５…読み出しバッフ
ァ、２６…ブロックサイズ未満更新記録領域。
Claims (12)
- 【請求項１】 所定のブロックサイズをもつブロックデ
ータを所定数蓄積する書き込みバッファと少なくとも一
つ以上のディスク装置とを備え、前記書き込みバッファ
に蓄積された所定数のブロックデータを一括して前記デ
ィスク装置に書き込むデータ記憶装置において、 前記ブロックデータを所定数蓄積する読み出しバッファ
と、 読み出しリクエスト処理時、このリクエストで読み出さ
れたブロックデータが前記デイスク装置から読み出され
たときに、この読み出されたブロックデータを前記読み
出しバッファに格納するデータ管理手段とを具備するこ
とを特徴とするデータ記憶装置。 - 【請求項２】 所定のブロックサイズをもつブロックデ
ータを所定数蓄積する書き込みバッファと少なくとも一
つ以上のディスク装置とを備え、前記書き込みバッファ
に蓄積された所定数のブロックデータを一括して前記デ
ィスク装置に書き込むデータ記憶装置において、 前記ブロックデータを所定数蓄積する読み出しバッファ
と、 ブロックサイズ未満の読み出しリクエスト処理時、この
リクエストで指定された読み出し対象領域を包含するブ
ロックデータが前記デイスク装置から読み出されたとき
に、この読み出されたブロックデータを前記読み出しバ
ッファに格納するデータ管理手段とを具備することを特
徴とするデータ記憶装置。 - 【請求項３】 所定のブロックサイズをもつブロックデ
ータを所定数蓄積する書き込みバッファと少なくとも一
つ以上のディスク装置とを備え、前記書き込みバッファ
に蓄積された所定数のブロックデータを一括して前記デ
ィスク装置に書き込むデータ記憶装置において、 前記ブロックデータを所定数蓄積する読み出しバッファ
と、 ブロックサイズ未満の更新リクエスト処理時、このリク
エストで更新されたブロックデータを前記読み出しバッ
ファに格納するデータ管理手段とを具備することを特徴
とするデータ記憶装置。 - 【請求項４】 所定のブロックサイズをもつブロックデ
ータを所定数蓄積する書き込みバッファと少なくとも一
つ以上のディスク装置とを備え、前記書き込みバッファ
に蓄積された所定数のブロックデータを一括して前記デ
ィスク装置に書き込むデータ記憶装置において、 前記ブロックデータを所定数蓄積する読み出しバッファ
と、 読み出しリクエスト処理時、このリクエストで読み出さ
れたブロックデータが過去にブロックサイズ未満で更新
されたことのあるデータブロックか否かを判定し、過去
にブロックサイズ未満で更新されたことのあるデータブ
ロックであると判定したときに、前記読み出されたブロ
ックデータを前記読み出しバッファへ格納するデータ管
理手段とを具備することを特徴とするデータ記憶装置。 - 【請求項５】 前記データ管理手段は、ブロックサイズ
未満での更新有無を判定するためのフラグを前記ブロッ
クデータごとに管理する請求項３記載のデータ記憶装
置。 - 【請求項６】 前記データ管理手段は、ブロックサイズ
未満での更新処理が発生したブロックデータの論理アド
レスまたは物理アドレスを管理する請求項３記載のデー
タ記憶装置。 - 【請求項７】 所定のブロックサイズをもつブロックデ
ータを所定数蓄積する書き込みバッファと、前記ブロッ
クデータを所定数蓄積する読み出しバッファと、少なく
とも一つ以上のディスク装置とを備え、前記書き込みバ
ッファに蓄積された所定数のブロックデータを一括して
前記ディスク装置に書き込むデータ記憶装置のデータ管
理方法であって、 読み出しリクエスト処理時、このリクエストで読み出さ
れたブロックデータが前記デイスク装置から読み出され
たときに、この読み出されたブロックデータを前記読み
出しバッファに格納することを特徴とするデータ管理方
法。 - 【請求項８】 所定のブロックサイズをもつブロックデ
ータを所定数蓄積する書き込みバッファと、前記ブロッ
クデータを所定数蓄積する読み出しバッファと、少なく
とも一つ以上のディスク装置とを備え、前記書き込みバ
ッファに蓄積された所定数のブロックデータを一括して
前記ディスク装置に書き込むデータ記憶装置のデータ管
理方法であって、 ブロックサイズ未満の読み出しリクエスト処理時、この
リクエストで指定された読み出し対象領域を包含するブ
ロックデータが前記デイスク装置から読み出されたとき
に、この読み出されたブロックデータを前記読み出しバ
ッファに格納することを特徴とするデータ管理方法。 - 【請求項９】 所定のブロックサイズをもつブロックデ
ータを所定数蓄積する書き込みバッファと、前記ブロッ
クデータを所定数蓄積する読み出しバッファと、少なく
とも一つ以上のディスク装置とを備え、前記書き込みバ
ッファに蓄積された所定数のブロックデータを一括して
前記ディスク装置に書き込むデータ記憶装置のデータ管
理方法であって、 ブロックサイズ未満の更新リクエスト処理時、このリク
エストで更新されたブロックデータを前記読み出しバッ
ファに格納することを特徴とするデータ管理方法。 - 【請求項１０】 所定のブロックサイズをもつブロック
データを所定数蓄積する書き込みバッファと、前記ブロ
ックデータを所定数蓄積する読み出しバッファと、少な
くとも一つ以上のディスク装置とを備え、前記書き込み
バッファに蓄積された所定数のブロックデータを一括し
て前記ディスク装置に書き込むデータ記憶装置のデータ
管理方法であって、 読み出しリクエスト処理時、このリクエストで読み出さ
れたブロックデータが過去にブロックサイズ未満で更新
されたことのあるデータブロックか否かを判定し、過去
にブロックサイズ未満で更新されたことのあるデータブ
ロックであると判定したときに、前記読み出されたブロ
ックデータを前記読み出しバッファへ格納することを特
徴とするデータ管理方法。 - 【請求項１１】 所定のブロックサイズをもつブロック
データを所定数蓄積する書き込みバッファと、前記ブロ
ックデータを所定数蓄積する読み出しバッファと、少な
くとも一つ以上のディスク装置とを備え、前記書き込み
バッファに蓄積された所定数のブロックデータを一括し
て前記ディスク装置に書き込むデータ記憶装置のデータ
管理方法であって、 ブロックサイズ未満での更新有無を判定するためのフラ
グを前記ブロックデータごとに管理し、 読み出しリクエスト処理時、このリクエストで読み出さ
れたブロックデータが過去にブロックサイズ未満で更新
されたことのあるデータブロックか否かを前記管理する
フラグにより判定し、過去にブロックサイズ未満で更新
されたことのあるデータブロックであると判定したとき
に、前記読み出されたブロックデータを前記読み出しバ
ッファへ格納することを特徴とするデータ管理方法。 - 【請求項１２】 所定のブロックサイズをもつブロック
データを所定数蓄積する書き込みバッファと、前記ブロ
ックデータを所定数蓄積する読み出しバッファと、少な
くとも一つ以上のディスク装置とを備え、前記書き込み
バッファに蓄積された所定数のブロックデータを一括し
て前記ディスク装置に書き込むデータ記憶装置のデータ
管理方法であって、 ブロックサイズ未満での更新処理が発生したブロックデ
ータの論理アドレスまたは物理アドレスを管理し、 読み出しリクエスト処理時、このリクエストで読み出さ
れたブロックデータが過去にブロックサイズ未満で更新
されたことのあるデータブロックか否かを前記管理する
論理アドレスまたは物理アドレスにより判定し、過去に
ブロックサイズ未満で更新されたことのあるデータブロ
ックであると判定したときに、前記読み出されたブロッ
クデータを前記読み出しバッファへ格納することを特徴
とするデータ管理方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP13044398A JP4197547B2 (ja) | 1998-05-13 | 1998-05-13 | データ記憶装置およびデータ管理方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP13044398A JP4197547B2 (ja) | 1998-05-13 | 1998-05-13 | データ記憶装置およびデータ管理方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH11327978A true JPH11327978A (ja) | 1999-11-30 |
| JP4197547B2 JP4197547B2 (ja) | 2008-12-17 |
Family
ID=15034375
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP13044398A Expired - Lifetime JP4197547B2 (ja) | 1998-05-13 | 1998-05-13 | データ記憶装置およびデータ管理方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP4197547B2 (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN106354745A (zh) * | 2015-07-13 | 2017-01-25 | 三星电子株式会社 | 用于提供计算机装置的接口的方法和计算机装置 |
| US11461010B2 (en) | 2015-07-13 | 2022-10-04 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Data property-based data placement in a nonvolatile memory device |
-
1998
- 1998-05-13 JP JP13044398A patent/JP4197547B2/ja not_active Expired - Lifetime
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN106354745A (zh) * | 2015-07-13 | 2017-01-25 | 三星电子株式会社 | 用于提供计算机装置的接口的方法和计算机装置 |
| US11249951B2 (en) | 2015-07-13 | 2022-02-15 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Heuristic interface for enabling a computer device to utilize data property-based data placement inside a nonvolatile memory device |
| US11461010B2 (en) | 2015-07-13 | 2022-10-04 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Data property-based data placement in a nonvolatile memory device |
| US11989160B2 (en) | 2015-07-13 | 2024-05-21 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Heuristic interface for enabling a computer device to utilize data property-based data placement inside a nonvolatile memory device |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP4197547B2 (ja) | 2008-12-17 |
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