JPS6375950A - Ｆｂａデイスクのキヤツシユ制御方式 - Google Patents
Ｆｂａデイスクのキヤツシユ制御方式Info
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- JPS6375950A JPS6375950A JP61221289A JP22128986A JPS6375950A JP S6375950 A JPS6375950 A JP S6375950A JP 61221289 A JP61221289 A JP 61221289A JP 22128986 A JP22128986 A JP 22128986A JP S6375950 A JPS6375950 A JP S6375950A
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- Japan
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- storage unit
- data
- magnetic disk
- block address
- cylinder
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- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 3
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 11
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 238000003780 insertion Methods 0.000 description 1
- 230000037431 insertion Effects 0.000 description 1
- 238000004519 manufacturing process Methods 0.000 description 1
- 230000004044 response Effects 0.000 description 1
Landscapes
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔ｇ 要〕
本発明は、ＦＢＡ （、ｙイックスト・ブロック・アー
キテクチャ）形式の磁気ディスクからキャッシュメモリ
にデータを絖込む磁気ディスク制御装置において、上位
制御装置からのコマンドにより与えられたデータセント
の最後のブロックアドレスと最初にアクセスするブロッ
クが含まれるシリンダ内の後端のブロックアドレスとを
比較し、その小さい方のアドレスまで読込むようにする
ことによシ、磁気ディスクからキャッシュメモリにデー
タを絖込むためのメモリ容黛が少なく回転待ちも少なく
しようとするものである。
キテクチャ）形式の磁気ディスクからキャッシュメモリ
にデータを絖込む磁気ディスク制御装置において、上位
制御装置からのコマンドにより与えられたデータセント
の最後のブロックアドレスと最初にアクセスするブロッ
クが含まれるシリンダ内の後端のブロックアドレスとを
比較し、その小さい方のアドレスまで読込むようにする
ことによシ、磁気ディスクからキャッシュメモリにデー
タを絖込むためのメモリ容黛が少なく回転待ちも少なく
しようとするものである。
本発明はＦＢＡ形式を用いた磁気ディスクｉ装置からキ
ャッシュメモリにデータを読込むためのディスクキャッ
シュ装置の制御方式に関するものである。
ャッシュメモリにデータを読込むためのディスクキャッ
シュ装置の制御方式に関するものである。
従来の磁気ディスク装置のデータをキャンシュメモリに
読込むための磁気ディスク制御装置の１例を第３図（α
）、 （６）に示す。
読込むための磁気ディスク制御装置の１例を第３図（α
）、 （６）に示す。
同図（Ｇ）は上位制御装置からのＣＫＤディスクコマン
ド例を示す。すなわち、ディスクのトラックの先頭アド
レスに対応しＨＡ（ホームアドレス）、Ｃ（カウント）
、Ｋ（キー）、Ｄ（データ）が設けられ、シリンダ、ヘ
ッド、し；−ド番号が指定された後データ（ＤＡＴＡ
＞が転送される。このコマンドは同図（ｂ）の構成説明
図のインタフェース８を介して、上位制御装置より与え
られる上述のシークコマンドを受けると、磁気ディスク
制御装置１０は、このコマンドからシリンダ、ヘッド番
号な読出しまずアクセストランクメモリ１に１出す。こ
の場合、上位、下位への転送制御は、マイクロプロセン
サ２０制御下に制御メモリ６内のプログラムに従い、転
送制御回路４によシ行なわれる。前記アクセストランク
メモリ１に書込まれたシリンダ、ヘッドに対応し、磁気
ディスク７１〜７３の何れかから磁気ディスク制御アダ
プタ６とインタフェース９を介して１トランク分だけキ
ャッシュメモリ５に格納する。ライト時はこのキャッシ
ュメモリ５上をサーチし所要のライトを行ない、リード
時はキャンシュメモリ５に読込んだレコードのりち必要
なものだけイ／り７エース８を介して上位制御装置に送
る。
ド例を示す。すなわち、ディスクのトラックの先頭アド
レスに対応しＨＡ（ホームアドレス）、Ｃ（カウント）
、Ｋ（キー）、Ｄ（データ）が設けられ、シリンダ、ヘ
ッド、し；−ド番号が指定された後データ（ＤＡＴＡ
＞が転送される。このコマンドは同図（ｂ）の構成説明
図のインタフェース８を介して、上位制御装置より与え
られる上述のシークコマンドを受けると、磁気ディスク
制御装置１０は、このコマンドからシリンダ、ヘッド番
号な読出しまずアクセストランクメモリ１に１出す。こ
の場合、上位、下位への転送制御は、マイクロプロセン
サ２０制御下に制御メモリ６内のプログラムに従い、転
送制御回路４によシ行なわれる。前記アクセストランク
メモリ１に書込まれたシリンダ、ヘッドに対応し、磁気
ディスク７１〜７３の何れかから磁気ディスク制御アダ
プタ６とインタフェース９を介して１トランク分だけキ
ャッシュメモリ５に格納する。ライト時はこのキャッシ
ュメモリ５上をサーチし所要のライトを行ない、リード
時はキャンシュメモリ５に読込んだレコードのりち必要
なものだけイ／り７エース８を介して上位制御装置に送
る。
もし、アクセストランクメモリ１に格納されているトラ
ンク内容が、既にキャッシュメモリ５に記憶されている
場合には、磁気ディスクからでなく直接キャッシュメモ
リ５を用いる。
ンク内容が、既にキャッシュメモリ５に記憶されている
場合には、磁気ディスクからでなく直接キャッシュメモ
リ５を用いる。
従来の磁気ディスク制御装置では、磁気ディスクからキ
ャンシュメモリへ（ＤＬＲ込み単位はトラックで行なっ
ていた。
ャンシュメモリへ（ＤＬＲ込み単位はトラックで行なっ
ていた。
これは、磁気ディスクの物理的制御の単位であって、ソ
フトウェアでアクセスするデータセットの単位とは異な
る。たとえば、データセントが５ト２ンクの場合、従来
のものでは、トランクが変わる毎に平均で半回転分の待
ちが生じる。これをデータセット単位に読込みすれば、
回転待ちするのは最初のトランクだけで残りの４トラン
クに対しては電気的切替えで済むので、回転待ちを生じ
ない。
フトウェアでアクセスするデータセットの単位とは異な
る。たとえば、データセントが５ト２ンクの場合、従来
のものでは、トランクが変わる毎に平均で半回転分の待
ちが生じる。これをデータセット単位に読込みすれば、
回転待ちするのは最初のトランクだけで残りの４トラン
クに対しては電気的切替えで済むので、回転待ちを生じ
ない。
従来の例では、平均して１トランクを読込むのに１５回
転が必要でるる、たとえば、５トランクならば（ｔ５Ｘ
５）＝７．５回転分の時間がかかる。データセット単位
すなわち５トランクを１回のアクセスで読込むようにす
れば、（ｔｓ＋ｃＩＸ４）Ｊ ＝５５回転分の時間で済
むから、処理時間を短縮することができる。
転が必要でるる、たとえば、５トランクならば（ｔ５Ｘ
５）＝７．５回転分の時間がかかる。データセット単位
すなわち５トランクを１回のアクセスで読込むようにす
れば、（ｔｓ＋ｃＩＸ４）Ｊ ＝５５回転分の時間で済
むから、処理時間を短縮することができる。
しかし、データセントにして読込みする場合には、数十
シリンダ乃至数百シリンダにも及ぶデータセントも存在
するが、これをすべて１回のアクセスで読込むのでは、
キャッシュメモリ５は１個のジョブで占有されてしまう
、従って大きなデータセントは小さな単位に分割してキ
ャッシュメモリに読込むことが望ましい。
シリンダ乃至数百シリンダにも及ぶデータセントも存在
するが、これをすべて１回のアクセスで読込むのでは、
キャッシュメモリ５は１個のジョブで占有されてしまう
、従って大きなデータセントは小さな単位に分割してキ
ャッシュメモリに読込むことが望ましい。
本発明の目的は、データセントをｆ１．数のシリンダ単
位に分割可能として磁気ディスクからキャンシュメモリ
にデータを読込む場合可変制御し、効率的で占有的とな
らないようなキャンンユ制御方式を提供することにある
。
位に分割可能として磁気ディスクからキャンシュメモリ
にデータを読込む場合可変制御し、効率的で占有的とな
らないようなキャンンユ制御方式を提供することにある
。
前記目的を達成するため、本発明にシいては、第１図（
ｅＬ）〜（ｃ）の概略説明図に示すように、上位制御装
置からコマンドによ〕与えられるデータセントは同図（
匈に示すＦＢＡ形式が用いられる。すなわち、従来のよ
うに１トランク分ではなく、識別部（ｓＤ）に先行され
るデータ（ＤＡＴＡ）よ構成るブロックとして表わし、
シリンダ０．ヘッド０．セクタ０からシリンダｎ、ヘン
ド惜、セクタｋまで、一定のセクタ単位対応に物理ブロ
ックアドレスが与えられる。実際のレコードのアクセス
ではこの物理ブロックアドレスが用いられる。
ｅＬ）〜（ｃ）の概略説明図に示すように、上位制御装
置からコマンドによ〕与えられるデータセントは同図（
匈に示すＦＢＡ形式が用いられる。すなわち、従来のよ
うに１トランク分ではなく、識別部（ｓＤ）に先行され
るデータ（ＤＡＴＡ）よ構成るブロックとして表わし、
シリンダ０．ヘッド０．セクタ０からシリンダｎ、ヘン
ド惜、セクタｋまで、一定のセクタ単位対応に物理ブロ
ックアドレスが与えられる。実際のレコードのアクセス
ではこの物理ブロックアドレスが用いられる。
さらに前述のよりに、長短のデータセントが多数シリン
ダに亘る場合を区別するため、本発明では同図（ｂ）に
示すように、データセットがシリンダ０〜！に亘る場合
、ブロックアドレスの目印として、ｆ１ｃ終シリンダの
最後ＬＢと、最初の７リングの先頭ＦＢおよび同シリン
ダの後端ＥＢ参参―妾とを設定し、このＬＢとＥＢとの
大小により転送が１シリンダであるか複数シリンダに亘
るかを区別するものである。このブロックアドレスＬＢ
、 ＦＢ。
ダに亘る場合を区別するため、本発明では同図（ｂ）に
示すように、データセットがシリンダ０〜！に亘る場合
、ブロックアドレスの目印として、ｆ１ｃ終シリンダの
最後ＬＢと、最初の７リングの先頭ＦＢおよび同シリン
ダの後端ＥＢ参参―妾とを設定し、このＬＢとＥＢとの
大小により転送が１シリンダであるか複数シリンダに亘
るかを区別するものである。このブロックアドレスＬＢ
、 ＦＢ。
ＥＢを抽出するため、本発明の磁気ディスク制御装［２
０においては、マイクロプロセッサ２で制御される記憶
ユニット１１．１２．１３を設け、前記それぞれＬＢ、
ＦＢ、ＥＢを記憶しておき、ＬＢとＥＢを比較し、その
小さい方を選択しその小さい方のブロックアドレスまで
データを読込むようにする。
０においては、マイクロプロセッサ２で制御される記憶
ユニット１１．１２．１３を設け、前記それぞれＬＢ、
ＦＢ、ＥＢを記憶しておき、ＬＢとＥＢを比較し、その
小さい方を選択しその小さい方のブロックアドレスまで
データを読込むようにする。
上記構成により、データセントの１＠囲が小さく１つの
シリンダ内に納まる場合、すなわちブロックアドレスＩ
、Ｂ＜ＥＢでは同一シリンダでデータセントの最後まで
一度に読込む、また、データセットの値が複数シリンダ
に亘る場合、すなわちブロックアドレスＬＢ＞ＥＢでは
、続出しシリンダの絖出し先頭ブロックから順次シリン
ダを経由して最終シリンダの最後のブロックまで読込む
、このようにデータセントに応じてキャッシュメモリニ
読込むデータ転送量を加減することができる。
シリンダ内に納まる場合、すなわちブロックアドレスＩ
、Ｂ＜ＥＢでは同一シリンダでデータセントの最後まで
一度に読込む、また、データセットの値が複数シリンダ
に亘る場合、すなわちブロックアドレスＬＢ＞ＥＢでは
、続出しシリンダの絖出し先頭ブロックから順次シリン
ダを経由して最終シリンダの最後のブロックまで読込む
、このようにデータセントに応じてキャッシュメモリニ
読込むデータ転送量を加減することができる。
第２図は本発明の実施例の構成説明図でるる。
前述の本発明で用いるＦＢＡディスク方式のレコードを
リードするために使われるコマンドの内容は次の５手順
より成る。
リードするために使われるコマンドの内容は次の５手順
より成る。
■デファイン・エクステント・コマンド（Ｄｅｆｉｎｅ
Ｅｚｔｇｒｃｔ Ｃｏｒｎｔｎａｒｔｄ ）データセン
トの、Ｍ囲をブロックアドレスで指定する。
Ｅｚｔｇｒｃｔ Ｃｏｒｎｔｎａｒｔｄ ）データセン
トの、Ｍ囲をブロックアドレスで指定する。
■ロクイトーコマンド（Ｌｏｃａｔｅ Ｃｏｔｎｍａｎ
ｄ ）アクセスする先頭ブロックアドレスとリードする
ブロック数を指定する。
ｄ ）アクセスする先頭ブロックアドレスとリードする
ブロック数を指定する。
■リードー ニア −ｒ ｙド（Ｒｅａｄ Ｃｏｍｍａ
ｎｄ ）実際のデータを上位制御装置の主記憶装置に転
送する。
ｎｄ ）実際のデータを上位制御装置の主記憶装置に転
送する。
以下、第１図（ｃ）の構成を含む実施例につきコマンド
実行の手順を示す。
実行の手順を示す。
同図において、ＣＰＵ４０と主記憶装置５０を含む主制
御装置よりチャネル６０を介して磁気ディスク制御装置
２０に起動がかかる。磁気ディスク制御装置１ｆｆｉ２
０が実行可能ならば、コマンドの実行を開始する。
御装置よりチャネル６０を介して磁気ディスク制御装置
２０に起動がかかる。磁気ディスク制御装置１ｆｆｉ２
０が実行可能ならば、コマンドの実行を開始する。
前記デファイン・エクステント・コマンド■を主記憶装
置５０から読出し、その後同じくデータセントの範囲を
主記憶装置５０からチャネル６０を介して磁気ディスク
制御装！１１２０に転送する。
置５０から読出し、その後同じくデータセントの範囲を
主記憶装置５０からチャネル６０を介して磁気ディスク
制御装！１１２０に転送する。
磁気ディスク制御装置２０では上位インタフェース制御
１４ Ｑ）制御を介し、絖込みデータセットの最後のブ
ロックアドレス（ＬＢ）をマイクログログ之ム２の制御
下の記憶ユニツト１１に格納する。
１４ Ｑ）制御を介し、絖込みデータセットの最後のブ
ロックアドレス（ＬＢ）をマイクログログ之ム２の制御
下の記憶ユニツト１１に格納する。
次に、ロケイト・コマンド■を実行し、アクセスする先
頭ブロックのアドレス（ＦＢ）とブロック数を読出す。
頭ブロックのアドレス（ＦＢ）とブロック数を読出す。
この先頭ブロックアドレス（ＦＢ ）は記憶ユニット１
２に格納する。
２に格納する。
次にこの先頭ブロックアドレス（ＦＢ）カＩＥ）、＜−
のＦＨの含まれるシリンダの後端ブロックアドレス（Ｅ
Ｂ）を下記式によシマイクロプロ七ン丈２で針具し、そ
の結果を記憶ユニット１６に格納する。
のＦＨの含まれるシリンダの後端ブロックアドレス（Ｅ
Ｂ）を下記式によシマイクロプロ七ン丈２で針具し、そ
の結果を記憶ユニット１６に格納する。
ＥＢ＝（（ＦＢ／Ｃの商）＋ １ 〕ＸＣユニット１１
の値ＬＢと記憶二二ン） １３ （Ｑ値ＥＢを比較し、
その小さい方を選択する。次に記憶ユニット１２の値Ｆ
Ｂから先に選択したブロックアドレスまで磁気ディスク
制御装置２０からキャッシュメモリ５にデータを読込み
、キャッシュメモリ制御回路、制御メモリ１５に管理情
報を誓込む。
の値ＬＢと記憶二二ン） １３ （Ｑ値ＥＢを比較し、
その小さい方を選択する。次に記憶ユニット１２の値Ｆ
Ｂから先に選択したブロックアドレスまで磁気ディスク
制御装置２０からキャッシュメモリ５にデータを読込み
、キャッシュメモリ制御回路、制御メモリ１５に管理情
報を誓込む。
この管理ｔ７ｖｍはｆｒ望のデータセントがヒツトした
か否かの判定に使用される。その後ロクイト・コマンド
で指定されたブロックのデータだけチャネル６０を介し
て主記憶装置ｊ１５０に転送される。
か否かの判定に使用される。その後ロクイト・コマンド
で指定されたブロックのデータだけチャネル６０を介し
て主記憶装置ｊ１５０に転送される。
下位インタフェース制（１１４１１６の制御下の下位イ
ンク７エース９を介した磁気ディスク制御アダプタ６と
磁気ディスク７１〜７３等の構成と動作は第３図（６）
と同様である。
ンク７エース９を介した磁気ディスク制御アダプタ６と
磁気ディスク７１〜７３等の構成と動作は第３図（６）
と同様である。
以上説明したように、本発明によれば、ＦＢＡ形式のデ
ータセントを用い前述のようにＬＢとＥ、Ｂを比較し、
小さい方を選択して磁気ディスクからキャッシュメモリ
へデータを読込むようにする。これによシ、磁気ディス
クの回転待ち時間が前述のように従来のトランク単位で
行なうものより少なく、シかも小さいデータセット、た
とえば１シリンダ以内ですむデータセットは本発明では
データセント全部をキャッシュメモリに読込むことがで
きる。
ータセントを用い前述のようにＬＢとＥ、Ｂを比較し、
小さい方を選択して磁気ディスクからキャッシュメモリ
へデータを読込むようにする。これによシ、磁気ディス
クの回転待ち時間が前述のように従来のトランク単位で
行なうものより少なく、シかも小さいデータセット、た
とえば１シリンダ以内ですむデータセットは本発明では
データセント全部をキャッシュメモリに読込むことがで
きる。
また、データセント長が数シリンダにまたがる大きいデ
ータセントではシリンダ毎に分割してメモリに読込むこ
とができ、１つのジョブでキャッシュメモリが占有され
ることなく、効率の良いディスクキャッシュ制御が行な
われる。
ータセントではシリンダ毎に分割してメモリに読込むこ
とができ、１つのジョブでキャッシュメモリが占有され
ることなく、効率の良いディスクキャッシュ制御が行な
われる。
第１図（α）〜（６）は本発明の概略説明図、第２図は
本発明の実施例の構成説明図、第３図（Ｇ） 、 （６
）は従来例の構成説明図でめシ、図中２はマイクロプロ
セッサ、３は制御メモリ、４は転送１ｌｉＩＪ御回路、
５はキャッシュメモリ、６は磁気ディスク制御アダプタ
、７１〜７３は磁気ディスク、８は上位インタフェース
、９は下位インタフェース、１１〜１６は記憶ユニ７）
、１４は上位インタフェース制御、１５はキャッシュメ
モリ制御回路制御メモリ、１６は下位インタフェース制
御、２０は磁気ディスク制御装置、６０はチャネル、４
０はＣＰＵ、 ５０は主記憶装置を示す。 特許出臓人 富士通株式会社 復代理人 弁理士 １）坂 嵜 菫 （ａ） ＦＩ３Ａディスク （ｂ）／す／ダ説明図 第 １ 図 本発明の実施例の構成説明図 第 ２ 図 （ａ） ＣＫＤディスク （ｂ） 構成説明図 従来例の構成説明図 第 ６ 図
本発明の実施例の構成説明図、第３図（Ｇ） 、 （６
）は従来例の構成説明図でめシ、図中２はマイクロプロ
セッサ、３は制御メモリ、４は転送１ｌｉＩＪ御回路、
５はキャッシュメモリ、６は磁気ディスク制御アダプタ
、７１〜７３は磁気ディスク、８は上位インタフェース
、９は下位インタフェース、１１〜１６は記憶ユニ７）
、１４は上位インタフェース制御、１５はキャッシュメ
モリ制御回路制御メモリ、１６は下位インタフェース制
御、２０は磁気ディスク制御装置、６０はチャネル、４
０はＣＰＵ、 ５０は主記憶装置を示す。 特許出臓人 富士通株式会社 復代理人 弁理士 １）坂 嵜 菫 （ａ） ＦＩ３Ａディスク （ｂ）／す／ダ説明図 第 １ 図 本発明の実施例の構成説明図 第 ２ 図 （ａ） ＣＫＤディスク （ｂ） 構成説明図 従来例の構成説明図 第 ６ 図
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 上位制御装置からのコマンドにより与えられるデータセ
ットを、シリンダ毎、ヘッド毎にセクタに区分した複数
ブロックの順番として、磁気ディスクからキャッシュメ
モリにデータを読込むＦＢＡ（フィックスト・ブロック
・アーキテクチャ）形式のディスクキャッシュ装置にお
いて、 前記コマンドによつて与えられたデータセットの範囲の
最後のブロックのアドレスを記憶しておく第１の記憶ユ
ニット（１１）と、 前記コマンドによつて与えられた先頭読出しブロックの
アドレスを記憶しておく第２の記憶ユニット（１２）と
、 該第２の記憶ユニットに記憶されたブロックが含まれる
シリンダ内の後端のブロックアドレスを記憶する第３の
記憶ユニット（１３）とを設け、前記第１の記憶ユニッ
トの値が前記第２の記憶ユニットの値より大きいか等し
い場合には、前記第２の記憶ユニットに記憶されたブロ
ックから前記第３の記憶ユニットに記憶されたブロック
まで磁気ディスクからキャッシュメモリにデータを読込
み、 前記第１の記憶ユニットの値が前記第３の記憶ユニット
の値より小さい場合には、前記第２の記憶ユニットに記
憶されたブロックから前記第１の記憶ユニットに記憶さ
れたブロックまで磁気ディスクからキャッシュメモリに
データを読込むことを特徴とするＦＢＡディスクのキャ
ッシュ制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61221289A JPS6375950A (ja) | 1986-09-19 | 1986-09-19 | Ｆｂａデイスクのキヤツシユ制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61221289A JPS6375950A (ja) | 1986-09-19 | 1986-09-19 | Ｆｂａデイスクのキヤツシユ制御方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6375950A true JPS6375950A (ja) | 1988-04-06 |
Family
ID=16764450
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP61221289A Pending JPS6375950A (ja) | 1986-09-19 | 1986-09-19 | Ｆｂａデイスクのキヤツシユ制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6375950A (ja) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5724542A (en) * | 1993-11-16 | 1998-03-03 | Fujitsu Limited | Method of controlling disk control unit |
| US6631443B1 (en) | 1990-02-26 | 2003-10-07 | Hitachi, Ltd. | Disk storage system having capability for performing parallel read operation |
| JP2007311301A (ja) * | 2006-05-22 | 2007-11-29 | Sanyo Electric Co Ltd | パック電池 |
| US7861034B2 (en) | 1990-02-26 | 2010-12-28 | Hitachi, Ltd. | Load distribution of multiple disks |
-
1986
- 1986-09-19 JP JP61221289A patent/JPS6375950A/ja active Pending
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6631443B1 (en) | 1990-02-26 | 2003-10-07 | Hitachi, Ltd. | Disk storage system having capability for performing parallel read operation |
| US6938125B2 (en) | 1990-02-26 | 2005-08-30 | Hitachi, Ltd. | Storage system with data prefetch function |
| US7861034B2 (en) | 1990-02-26 | 2010-12-28 | Hitachi, Ltd. | Load distribution of multiple disks |
| US5724542A (en) * | 1993-11-16 | 1998-03-03 | Fujitsu Limited | Method of controlling disk control unit |
| JP2007311301A (ja) * | 2006-05-22 | 2007-11-29 | Sanyo Electric Co Ltd | パック電池 |
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