JP3063669B2 - 情報処理システム - Google Patents
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Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、磁気ディスクや光
ディスク等のディスクと情報処理装置が接続された情報
処理システムに係り、データを書き込む際のシーク処理
時間を短縮して、書き込み処理のスループットを向上さ
せることができる情報処理システムに関する。
ディスク等のディスクと情報処理装置が接続された情報
処理システムに係り、データを書き込む際のシーク処理
時間を短縮して、書き込み処理のスループットを向上さ
せることができる情報処理システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】従来、ディスクのシーク時間を短縮し、
入出力処理のスループットを向上させるためのディスク
メモリデバイスのアクセス制御装置については、例えば
特開昭６２−１４０１３５号公報で報告されたものが挙
げられる。この従来のアクセス制御装置は、ディスクの
シーク時間を短縮し、入出力処理のスループットを向上
するためのアルゴリズムとして論文等で発表されている
ショーテスト・シーク・タイム・ファースト（ＳＳＴ
Ｆ）を実現するハードウェアについて述べられたもので
ある。
入出力処理のスループットを向上させるためのディスク
メモリデバイスのアクセス制御装置については、例えば
特開昭６２−１４０１３５号公報で報告されたものが挙
げられる。この従来のアクセス制御装置は、ディスクの
シーク時間を短縮し、入出力処理のスループットを向上
するためのアルゴリズムとして論文等で発表されている
ショーテスト・シーク・タイム・ファースト（ＳＳＴ
Ｆ）を実現するハードウェアについて述べられたもので
ある。
【０００３】この従来技術は、ＳＳＴＦを要するＢＳＤ
Ｕｎｉｘ等で実現されている「エレベータシーキン
グ」に類似の内容であり、ディスクＩ／Ｏの要求をバッ
ファリングし、Ｉ／Ｏ対象セクタの物理的位置を基にリ
オーダリングすることで、各Ｉ／Ｏで発生するシークの
距離を小さくすることを目的としている。
Ｕｎｉｘ等で実現されている「エレベータシーキン
グ」に類似の内容であり、ディスクＩ／Ｏの要求をバッ
ファリングし、Ｉ／Ｏ対象セクタの物理的位置を基にリ
オーダリングすることで、各Ｉ／Ｏで発生するシークの
距離を小さくすることを目的としている。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】従来の技術では、Ｉ／
Ｏ要求の発生頻度が小さい時、リオーダするだけの要求
がバッファされないため、その効果がなかった。また、
リオーダできる場合でも、必ずしもシーク処理が不要に
なるわけではないので、十分なＩ／Ｏスループットが得
られない場合が多い。
Ｏ要求の発生頻度が小さい時、リオーダするだけの要求
がバッファされないため、その効果がなかった。また、
リオーダできる場合でも、必ずしもシーク処理が不要に
なるわけではないので、十分なＩ／Ｏスループットが得
られない場合が多い。
【０００５】そこで、本発明は、ディスクＩ／Ｏ処理時
間の大半を占めるシーク処理を短縮して、レスポンスタ
イム並びＩ／Ｏスループットを向上させることができる
情報処理システムを提供することを目的とする。
間の大半を占めるシーク処理を短縮して、レスポンスタ
イム並びＩ／Ｏスループットを向上させることができる
情報処理システムを提供することを目的とする。
【０００６】
【課題を解決するための手段】請求項１記載の発明は、
アプリケーションプログラムと、アプリケーションプロ
グラムとやり取りするオペレーティングシステムと、オ
ペレーティングシステムとやり取りするディスクドライ
バプログラムと、ディスクドライバプログラムにより論
理セクタアドレス、物理セクタアドレス及びタイムスタ
ンプ値が設定されるアドレスマップと、ディスクドライ
バプログラムにより物理セクタアドレス及びビットが設
定されるフリービットマップと、ディスクドライバプロ
グラムにより最後にアクセスしたセクタの物理セクタア
ドレスが設定される最終アクセスセクタ位置保持レジス
タと、ディスクドライバプログラムによりタイムスタン
プ値が設定されるタイムスタンプ値保持レジスタとを有
する情報処理装置と、情報処理装置に接続されたディス
ク型記憶装置とから構成された情報処理システムにおい
て、ディスクドライバプログラムは、オペレーティング
システムからディスク型記憶装置の論理セクタアドレス
に対して書き込み処理が要求された場合、アドレスマッ
プからその論理セクタアドレスに対応する物理セクタア
ドレスを検索し、その検索した物理セクタアドレスに対
応するフリービットマップのエントリのビットをフリー
に設定し、ディスクドライバプログラムは、フリービッ
トマップから最終アクセスセクタ位置保持レジスタに設
定された最後にアクセスしたセクタの物理セクタアドレ
スに最も近い物理セクタアドレスの空きセクタを検索
し、検索した空きセクタに対応するフリービットマップ
の物理セクタアドレスのエントリのビットを使用中に設
定し、ディスクドライバプログラムは、書き込み処理が
要求されている論理セクタアドレスに対応するアドレス
マップのエントリに検索した空きセクタの物理セクタア
ドレスを設定し、ディスクドライバプログラムは、オペ
レーティングシステムから転送されたデータを、書き込
み処理が要求される論理セクタアドレスと、タイムスタ
ンプ値保持レジスタが保持するタイムスタンプ値ととも
に、検索した空きセクタに書き込み、ディスクドライバ
プログラムは、データを書き込んだディスク型記憶装置
の空きセクタの物理セクタアドレスを最終アクセスセク
タ位置保持レジスタに設定するとともに、タイムスタン
プ値保持レジスタのタイムスタンプ値をインクリメント
することを特徴とするものである。
アプリケーションプログラムと、アプリケーションプロ
グラムとやり取りするオペレーティングシステムと、オ
ペレーティングシステムとやり取りするディスクドライ
バプログラムと、ディスクドライバプログラムにより論
理セクタアドレス、物理セクタアドレス及びタイムスタ
ンプ値が設定されるアドレスマップと、ディスクドライ
バプログラムにより物理セクタアドレス及びビットが設
定されるフリービットマップと、ディスクドライバプロ
グラムにより最後にアクセスしたセクタの物理セクタア
ドレスが設定される最終アクセスセクタ位置保持レジス
タと、ディスクドライバプログラムによりタイムスタン
プ値が設定されるタイムスタンプ値保持レジスタとを有
する情報処理装置と、情報処理装置に接続されたディス
ク型記憶装置とから構成された情報処理システムにおい
て、ディスクドライバプログラムは、オペレーティング
システムからディスク型記憶装置の論理セクタアドレス
に対して書き込み処理が要求された場合、アドレスマッ
プからその論理セクタアドレスに対応する物理セクタア
ドレスを検索し、その検索した物理セクタアドレスに対
応するフリービットマップのエントリのビットをフリー
に設定し、ディスクドライバプログラムは、フリービッ
トマップから最終アクセスセクタ位置保持レジスタに設
定された最後にアクセスしたセクタの物理セクタアドレ
スに最も近い物理セクタアドレスの空きセクタを検索
し、検索した空きセクタに対応するフリービットマップ
の物理セクタアドレスのエントリのビットを使用中に設
定し、ディスクドライバプログラムは、書き込み処理が
要求されている論理セクタアドレスに対応するアドレス
マップのエントリに検索した空きセクタの物理セクタア
ドレスを設定し、ディスクドライバプログラムは、オペ
レーティングシステムから転送されたデータを、書き込
み処理が要求される論理セクタアドレスと、タイムスタ
ンプ値保持レジスタが保持するタイムスタンプ値ととも
に、検索した空きセクタに書き込み、ディスクドライバ
プログラムは、データを書き込んだディスク型記憶装置
の空きセクタの物理セクタアドレスを最終アクセスセク
タ位置保持レジスタに設定するとともに、タイムスタン
プ値保持レジスタのタイムスタンプ値をインクリメント
することを特徴とするものである。
【０００７】請求項２記載の発明は、請求項１に記載の
発明において、アドレスマップの論理セクタアドレス数
に対応するオペレーティングシステムに提供するセクタ
数が、ディスク型記憶装置が実際に保存するセクタ数よ
りも小さくなるように設定することを特徴とするもので
ある。
発明において、アドレスマップの論理セクタアドレス数
に対応するオペレーティングシステムに提供するセクタ
数が、ディスク型記憶装置が実際に保存するセクタ数よ
りも小さくなるように設定することを特徴とするもので
ある。
【０００８】請求項３記載の発明は、アプリケーション
プログラムと、アプリケーションプログラムとやり取り
するオペレーティングシステムと、オペレーティングシ
ステムとやり取りするディスクドライバプログラムと、
ディスクドライバプログラムにより論理セクタアドレ
ス、物理セクタアドレス及びタイムスタンプ値が設定さ
れるアドレスマップと、ディスクドライバプログラムに
よりセクタの物理的構成、物理セクタアドレス及びビッ
トが設定されるフリービットマップと、ディスクドライ
バプログラムにより最後にアクセスしたセクタの物理的
構成が設定される最終アクセスセクタ位置保持レジスタ
と、ディスクドライバプログラムによりタイムスタンプ
値が設定されるタイムスタンプ値保持レジスタとを有す
る情報処理装置と、情報処理装置に接続されたディスク
型記憶装置とから構成された情報処理システムにおい
て、ディスクドライバプログラムは、オペレーティング
システムからディスク型記憶装置の論理セクタアドレス
に対して書き込み処理が要求された場合、アドレスマッ
プからその論理セクタアドレスに対応する物理セクタア
ドレスを検索し、その検索した物理セクタアドレスに対
応するフリービットマップのエントリのビットをフリー
に設定し、ディスクドライバプログラムは、フリービッ
トマップから最終アクセスセクタ位置保持レジスタに設
定された最後にアクセスしたセクタの物理的構成に基づ
いて空きセクタを検索し、検索した空きセクタに対応す
るフリービットマップの物理セクタアドレスのエントリ
のビットを使用中に設定し、ディスクドライバプログラ
ムは、書き込み処理が要求されている論理セクタアドレ
スに対応するアドレスマップのエントリに検索した空き
セクタの物理セクタアドレスを設定し、ディスクドライ
バプログラムは、オペレーティングシステムから転送さ
れたデータを、書き込み処理が要求される論理セクタア
ドレスと、タイムスタンプ値保持レジスタが保持するタ
イムスタンプ値とともに、検索した空きセクタに書き込
み、ディスクドライバプログラムは、データを書き込ん
だディスク型記憶装置の空きセクタの物理セクタアドレ
スを最終アクセスセクタ位置保持レジスタに設定すると
ともに、タイムスタンプ値保持レジスタのタイムスタン
プ値をインクリメントすることを特徴とするものであ
る。
プログラムと、アプリケーションプログラムとやり取り
するオペレーティングシステムと、オペレーティングシ
ステムとやり取りするディスクドライバプログラムと、
ディスクドライバプログラムにより論理セクタアドレ
ス、物理セクタアドレス及びタイムスタンプ値が設定さ
れるアドレスマップと、ディスクドライバプログラムに
よりセクタの物理的構成、物理セクタアドレス及びビッ
トが設定されるフリービットマップと、ディスクドライ
バプログラムにより最後にアクセスしたセクタの物理的
構成が設定される最終アクセスセクタ位置保持レジスタ
と、ディスクドライバプログラムによりタイムスタンプ
値が設定されるタイムスタンプ値保持レジスタとを有す
る情報処理装置と、情報処理装置に接続されたディスク
型記憶装置とから構成された情報処理システムにおい
て、ディスクドライバプログラムは、オペレーティング
システムからディスク型記憶装置の論理セクタアドレス
に対して書き込み処理が要求された場合、アドレスマッ
プからその論理セクタアドレスに対応する物理セクタア
ドレスを検索し、その検索した物理セクタアドレスに対
応するフリービットマップのエントリのビットをフリー
に設定し、ディスクドライバプログラムは、フリービッ
トマップから最終アクセスセクタ位置保持レジスタに設
定された最後にアクセスしたセクタの物理的構成に基づ
いて空きセクタを検索し、検索した空きセクタに対応す
るフリービットマップの物理セクタアドレスのエントリ
のビットを使用中に設定し、ディスクドライバプログラ
ムは、書き込み処理が要求されている論理セクタアドレ
スに対応するアドレスマップのエントリに検索した空き
セクタの物理セクタアドレスを設定し、ディスクドライ
バプログラムは、オペレーティングシステムから転送さ
れたデータを、書き込み処理が要求される論理セクタア
ドレスと、タイムスタンプ値保持レジスタが保持するタ
イムスタンプ値とともに、検索した空きセクタに書き込
み、ディスクドライバプログラムは、データを書き込ん
だディスク型記憶装置の空きセクタの物理セクタアドレ
スを最終アクセスセクタ位置保持レジスタに設定すると
ともに、タイムスタンプ値保持レジスタのタイムスタン
プ値をインクリメントすることを特徴とするものであ
る。
【０００９】請求項４記載の発明は、請求項３に記載の
発明において、ディスクドライバプログラムは、最後に
アクセスしたセクタの物理的構成に基づいて空きセクタ
を検索する際、最後にアクセスしたセクタからの距離が
等しいセクタが最後にアクセスしたセクタから見て、外
周トラック上と内周トラック上の両方に検索された場
合、外周トラック上のセクタを選択することを特徴とす
るものである。
発明において、ディスクドライバプログラムは、最後に
アクセスしたセクタの物理的構成に基づいて空きセクタ
を検索する際、最後にアクセスしたセクタからの距離が
等しいセクタが最後にアクセスしたセクタから見て、外
周トラック上と内周トラック上の両方に検索された場
合、外周トラック上のセクタを選択することを特徴とす
るものである。
【００１０】請求項５記載の発明は、請求項１〜４の何
れかに記載の発明において、ディスクドライバプログラ
ムは、検索した空きセクタに書き込み処理を行った後、
フリービットマップから書き込み処理を行ったセクタの
物理セクタアドレスに最も近い物理セクタアドレスの空
きセクタを検索し、ディスクドライバプログラムは、検
索した空きセクタにシーク処理を行うとともに、シーク
処理を行った空きセクタの物理セクタアドレスを最終ア
クセスセクタ位置保持レジスタに設定することを特徴と
するものである。
れかに記載の発明において、ディスクドライバプログラ
ムは、検索した空きセクタに書き込み処理を行った後、
フリービットマップから書き込み処理を行ったセクタの
物理セクタアドレスに最も近い物理セクタアドレスの空
きセクタを検索し、ディスクドライバプログラムは、検
索した空きセクタにシーク処理を行うとともに、シーク
処理を行った空きセクタの物理セクタアドレスを最終ア
クセスセクタ位置保持レジスタに設定することを特徴と
するものである。
【００１１】請求項６記載の発明は、請求項１〜５の何
れかに記載の発明において、オペレーティングシステム
とディスクドライバプログラム間にオペレーティングシ
ステムからの書き込み／読み込み処理要求を蓄積するキ
ューバッファを設け、ディスクドライバプログラムは、
キューバッファに書き込み処理要求が２つ以上蓄積され
ていると判断した場合、フリービットマップから最終ア
クセスセクタ位置保持レシスタに設定された物理セクタ
アドレスに最も近く、かつ書き込み処理要求数に応じた
連続した空きセクタを検索し、ディスクドライバプログ
ラムは、検索した連続空きセクタに対してキューバッフ
ァに蓄積された書き込み処理要求の処理をまとめて行う
ことを特徴とするものである。
れかに記載の発明において、オペレーティングシステム
とディスクドライバプログラム間にオペレーティングシ
ステムからの書き込み／読み込み処理要求を蓄積するキ
ューバッファを設け、ディスクドライバプログラムは、
キューバッファに書き込み処理要求が２つ以上蓄積され
ていると判断した場合、フリービットマップから最終ア
クセスセクタ位置保持レシスタに設定された物理セクタ
アドレスに最も近く、かつ書き込み処理要求数に応じた
連続した空きセクタを検索し、ディスクドライバプログ
ラムは、検索した連続空きセクタに対してキューバッフ
ァに蓄積された書き込み処理要求の処理をまとめて行う
ことを特徴とするものである。
【００１２】請求項７記載の発明は、請求項６に記載の
発明システムにおいて、ディスクドライバプログラム
が、キューバッファに書き込み／読み込み要求が蓄積さ
れていない時、ディスク型記憶装置の各トラックに分散
するように空きセクタを再配置処理することを特徴とす
るものである。
発明システムにおいて、ディスクドライバプログラム
が、キューバッファに書き込み／読み込み要求が蓄積さ
れていない時、ディスク型記憶装置の各トラックに分散
するように空きセクタを再配置処理することを特徴とす
るものである。
【００１３】請求項８記載の発明は、請求項７に記載の
発明において、ディスクドライバプログラムが、書き込
み処理の要求頻度に基づいて空きセクタの再配置処理を
行うことを特徴とするものである。
発明において、ディスクドライバプログラムが、書き込
み処理の要求頻度に基づいて空きセクタの再配置処理を
行うことを特徴とするものである。
【００１４】請求項９記載の発明は、請求項１〜８の何
れかに記載の発明において、ディスクドライバプログラ
ムは、オペレーティングシステムが動作を停止する時、
情報処理装置のアドレスマップとフリービットマップと
タイムスタンプ値保持レジスタの情報をディスク型記憶
装置に保存しておき、ディスクドライバプログラムは、
オペレーティングシステムが動作を開始した時、ディス
ク型記憶装置からアドレスマップとフリービットマップ
とタイムスタンプ値の情報を読み出して情報処理装置の
アドレスマップとフリービットマップとタイムスタンプ
値保持レジスタに設定することを特徴とするものであ
る。
れかに記載の発明において、ディスクドライバプログラ
ムは、オペレーティングシステムが動作を停止する時、
情報処理装置のアドレスマップとフリービットマップと
タイムスタンプ値保持レジスタの情報をディスク型記憶
装置に保存しておき、ディスクドライバプログラムは、
オペレーティングシステムが動作を開始した時、ディス
ク型記憶装置からアドレスマップとフリービットマップ
とタイムスタンプ値の情報を読み出して情報処理装置の
アドレスマップとフリービットマップとタイムスタンプ
値保持レジスタに設定することを特徴とするものであ
る。
【００１５】請求項１０記載の発明は、請求項１〜９の
何れかに記載の発明において、情報処理装置にバッファ
メモリを設け、ディスクドライバプログラムは、書き込
み処理要求されるオペレーティングシステムからの情報
をバッファメモリに書き込んでおき、ディスクドライバ
プログラムは、ディスク型記憶装置に書き込み処理要求
される情報が全て書き込まれていないと判断した場合、
バッファメモリから情報を読み出してディスク型記憶装
置に書き込むことを特徴とするものである。
何れかに記載の発明において、情報処理装置にバッファ
メモリを設け、ディスクドライバプログラムは、書き込
み処理要求されるオペレーティングシステムからの情報
をバッファメモリに書き込んでおき、ディスクドライバ
プログラムは、ディスク型記憶装置に書き込み処理要求
される情報が全て書き込まれていないと判断した場合、
バッファメモリから情報を読み出してディスク型記憶装
置に書き込むことを特徴とするものである。
【００１６】請求項１１記載の発明は、請求項１〜１０
の何れかに記載の発明において、情報処理装置に接続さ
れるバッファディスク型記憶装置を設け、ディスクドラ
イバプログラムは、書き込み処理要求されるオペレーテ
ィングシステムからの情報をバッファディスク型記憶装
置に書き込んでおき、ディスクドライバプログラムは、
オペレーティングシステムが動作を開始した時、バッフ
ァディスク型記憶装置から情報を読み出して、ディスク
型記憶装置に書き込むことを特徴とするものである。
の何れかに記載の発明において、情報処理装置に接続さ
れるバッファディスク型記憶装置を設け、ディスクドラ
イバプログラムは、書き込み処理要求されるオペレーテ
ィングシステムからの情報をバッファディスク型記憶装
置に書き込んでおき、ディスクドライバプログラムは、
オペレーティングシステムが動作を開始した時、バッフ
ァディスク型記憶装置から情報を読み出して、ディスク
型記憶装置に書き込むことを特徴とするものである。
【００１７】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態を図面
を参照して説明する。 実施の形態１．図１は本発明に係る実施の形態１の情報
処理システムの構成を示すブロック図である。図１にお
いて、１はＣＰＵ及びメモリ等から構成される情報処理
装置であり、２は情報処理装置１に接続されたディスク
型記憶装置（以下、単にディスクと記す。）であり、こ
のディスク２のヘッド数・シリンダ数・セクタ数、総セ
クタ数は、各々Ｎｈ・Ｎｃ・Ｎｓ、ｍとする。ディスク
２には、０から（ｍ−１）の物理セクタアドレスを指定
してリード／ライト処理を指示できる。
を参照して説明する。 実施の形態１．図１は本発明に係る実施の形態１の情報
処理システムの構成を示すブロック図である。図１にお
いて、１はＣＰＵ及びメモリ等から構成される情報処理
装置であり、２は情報処理装置１に接続されたディスク
型記憶装置（以下、単にディスクと記す。）であり、こ
のディスク２のヘッド数・シリンダ数・セクタ数、総セ
クタ数は、各々Ｎｈ・Ｎｃ・Ｎｓ、ｍとする。ディスク
２には、０から（ｍ−１）の物理セクタアドレスを指定
してリード／ライト処理を指示できる。
【００１８】３は情報処理装置１で動作するオペレーテ
ィングシステムであり、４はオペレーティングシステム
３とやり取りするアプリケーションプログラムである。
５〜９は各々フリービットマップ、アドレスマップ、デ
ィスクドライバプログラム、最終アクセスセクタ位置保
持レジスタ、タイムスタンプ値保持レジスタである。
ィングシステムであり、４はオペレーティングシステム
３とやり取りするアプリケーションプログラムである。
５〜９は各々フリービットマップ、アドレスマップ、デ
ィスクドライバプログラム、最終アクセスセクタ位置保
持レジスタ、タイムスタンプ値保持レジスタである。
【００１９】フリービットマップ５は、ディスク２の使
用状況を示し、その各エントリは、ディスク２の物理セ
クタアドレス０〜（ｍ−１）に対応している。オペレー
ティングシステム３がリード／ライト処理をディスク２
に要求する時は、その物理セクタアドレス０〜（ｍ−
１）を直接指定せず、ディスクドライバプログラム７が
提供する論理セクタアドレス０〜（ｎ−１）を指定す
る。
用状況を示し、その各エントリは、ディスク２の物理セ
クタアドレス０〜（ｍ−１）に対応している。オペレー
ティングシステム３がリード／ライト処理をディスク２
に要求する時は、その物理セクタアドレス０〜（ｍ−
１）を直接指定せず、ディスクドライバプログラム７が
提供する論理セクタアドレス０〜（ｎ−１）を指定す
る。
【００２０】ディスクドライバプログラム７は、論理セ
クタアドレスから物理セクタアドレスへのマッピングを
行う際に、アドレスマップ６を利用する。アドレスマッ
プ６の各エントリは、論理セクタアドレス０〜（ｎ−
１）に対応する。なお、論理セクタアドレスの上限とな
るｎは、ｍ＞ｎとなる数である。
クタアドレスから物理セクタアドレスへのマッピングを
行う際に、アドレスマップ６を利用する。アドレスマッ
プ６の各エントリは、論理セクタアドレス０〜（ｎ−
１）に対応する。なお、論理セクタアドレスの上限とな
るｎは、ｍ＞ｎとなる数である。
【００２１】フリービットマップ５のエントリ数は、デ
ィスク２の総セクタ数ｍと等しくなる。また、アドレス
マップ６のエントリ数で、論理セクタアドレスの上限と
なるｎは、ｍ＞ｎとなる数で、ディスク２の総セクタ数
ｍよりも小さくなる数である。更に、図２の拡張された
ディスク２上の１セクタのフォーマットに示すように、
ディスク２の記憶保持の単位である各セクタには、従来
記憶されたデータ部分に加え、論理セクタアドレスとタ
イムスタンプ値を記憶できるようにフィールドが追加さ
れる。
ィスク２の総セクタ数ｍと等しくなる。また、アドレス
マップ６のエントリ数で、論理セクタアドレスの上限と
なるｎは、ｍ＞ｎとなる数で、ディスク２の総セクタ数
ｍよりも小さくなる数である。更に、図２の拡張された
ディスク２上の１セクタのフォーマットに示すように、
ディスク２の記憶保持の単位である各セクタには、従来
記憶されたデータ部分に加え、論理セクタアドレスとタ
イムスタンプ値を記憶できるようにフィールドが追加さ
れる。
【００２２】本発明を適用しない場合、オペレーティン
グシステム３は、アプリケーションプログラム４からデ
ィスクＩ／Ｏ処理が要求されると、ディスクＩ／Ｏをデ
ィスク２に直接要求する。本発明を適用する場合、オペ
レーティングシステム３は、アプリケーションプログラ
ム４からディスクＩ／Ｏ処理が要求されると、ディスク
ドライバプログラム７にディスクＩ／Ｏを要求する。デ
ィスクドライバプログラム７は、オペレーティングシス
テム３からディスクＩ／Ｏが要求されると、フリービッ
トマップ５、アドレスマップ６及び最終アクセスセクタ
位置保持レジスタ８を参照したうえで、変換したディス
クＩ／Ｏ要求をディスク２に転送する。この時のシーク
最適化処理により、ディスク２へのライト処理の性能が
向上する。以下、具体的に図面を用いて説明する。
グシステム３は、アプリケーションプログラム４からデ
ィスクＩ／Ｏ処理が要求されると、ディスクＩ／Ｏをデ
ィスク２に直接要求する。本発明を適用する場合、オペ
レーティングシステム３は、アプリケーションプログラ
ム４からディスクＩ／Ｏ処理が要求されると、ディスク
ドライバプログラム７にディスクＩ／Ｏを要求する。デ
ィスクドライバプログラム７は、オペレーティングシス
テム３からディスクＩ／Ｏが要求されると、フリービッ
トマップ５、アドレスマップ６及び最終アクセスセクタ
位置保持レジスタ８を参照したうえで、変換したディス
クＩ／Ｏ要求をディスク２に転送する。この時のシーク
最適化処理により、ディスク２へのライト処理の性能が
向上する。以下、具体的に図面を用いて説明する。
【００２３】ディスク２は、始めて使用される時、ディ
スクドライバプログラム７により初期化処理が行われて
から使用される。このディスクドライバプログラム７の
ディスク２の初期化処理によって、ディスク２の各セク
タのタイムスタンプフィールド（図２参照）には、初期
値としてタイムスタンプ値０が設定される。また、アド
レスマップ６の各エントリのタイムスタンプ値は、初期
値として０が設定される。
スクドライバプログラム７により初期化処理が行われて
から使用される。このディスクドライバプログラム７の
ディスク２の初期化処理によって、ディスク２の各セク
タのタイムスタンプフィールド（図２参照）には、初期
値としてタイムスタンプ値０が設定される。また、アド
レスマップ６の各エントリのタイムスタンプ値は、初期
値として０が設定される。
【００２４】フリービットマップ５は、全てのエントリ
のビットがフリーで使用していないということで、１に
セットされる。最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８
には、初期値０が設定され、タイムスタンプ値保持レジ
スタ９には、１が設定される。この初期化処理でディス
ク２が使用可能になる。初期化処理以降は、以下の手順
に従って、ディスク２のＩ／Ｏ処理並びにシステムの起
動時における再構成処理を行うことができる。
のビットがフリーで使用していないということで、１に
セットされる。最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８
には、初期値０が設定され、タイムスタンプ値保持レジ
スタ９には、１が設定される。この初期化処理でディス
ク２が使用可能になる。初期化処理以降は、以下の手順
に従って、ディスク２のＩ／Ｏ処理並びにシステムの起
動時における再構成処理を行うことができる。
【００２５】ディスク２に対するライト処理は、最後に
リードまたはライトによるアクセス処理を行ったセクタ
に近い位置にある空きセクタに対して行うものとする。
ここで空きセクタというのは、前述したディスク２の初
期化処理以降未だライトされていないセクタや、論理セ
クタアドレスＸのデータがライトされたが、その後で他
の物理セクタアドレスに論理セクタアドレスＸの新たな
データがライトされたため、ライトされたデータが不要
のものとなったフリービットマップ５で管理されている
セクタのことを言う。
リードまたはライトによるアクセス処理を行ったセクタ
に近い位置にある空きセクタに対して行うものとする。
ここで空きセクタというのは、前述したディスク２の初
期化処理以降未だライトされていないセクタや、論理セ
クタアドレスＸのデータがライトされたが、その後で他
の物理セクタアドレスに論理セクタアドレスＸの新たな
データがライトされたため、ライトされたデータが不要
のものとなったフリービットマップ５で管理されている
セクタのことを言う。
【００２６】最後にリードまたはライトによりアクセス
処理したセクタを判別できるように、リードまたはライ
トによるアクセス処理を行う度に、ディスクドライバプ
ログラム７は、そのアクセス処理したセクタの物理セク
タアドレスを最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８に
設定し、次にライト処理が要求された時に備えるものと
する。
処理したセクタを判別できるように、リードまたはライ
トによるアクセス処理を行う度に、ディスクドライバプ
ログラム７は、そのアクセス処理したセクタの物理セク
タアドレスを最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８に
設定し、次にライト処理が要求された時に備えるものと
する。
【００２７】図３は図１に示すディスクドライバプログ
ラムのリード／ライト処理フローを示すフローチャート
である。オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ要求
待ちのディスクドライバプログラム７は、オペレーティ
ングシステム３からディスク２のセクタの論理セクタア
ドレスＸに対してライト処理が要求されると（ステップ
Ｓ１，Ｓ２）、以下の処理を行う。
ラムのリード／ライト処理フローを示すフローチャート
である。オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ要求
待ちのディスクドライバプログラム７は、オペレーティ
ングシステム３からディスク２のセクタの論理セクタア
ドレスＸに対してライト処理が要求されると（ステップ
Ｓ１，Ｓ２）、以下の処理を行う。
【００２８】１．まず、ディスク２のセクタの論理セク
タアドレスＸに以前書き込まれたデータは、ディスクド
ライバプログラム７にオペレーティングシステム３から
ディスク２の論理セクタアドレスＸに対してライト処理
が要求されると、上書きされずに無効になる。このた
め、ディスクドライバプログラム７は、アドレスマップ
６からそのライト処理が要求される論理セクタアドレス
Ｘに対応する物理セクタアドレスを検索する（ステップ
Ｓ３）。ディスクドライバプログラム７は、アドレスマ
ップ６からそのライト処理が要求される論理セクタアド
レスＸに対応する物理セクタアドレスを検索すると、そ
の検索した物理セクタアドレスに対応するフリービット
マップ５のエントリのビットを１にセットする（ステッ
プＳ４）。
タアドレスＸに以前書き込まれたデータは、ディスクド
ライバプログラム７にオペレーティングシステム３から
ディスク２の論理セクタアドレスＸに対してライト処理
が要求されると、上書きされずに無効になる。このた
め、ディスクドライバプログラム７は、アドレスマップ
６からそのライト処理が要求される論理セクタアドレス
Ｘに対応する物理セクタアドレスを検索する（ステップ
Ｓ３）。ディスクドライバプログラム７は、アドレスマ
ップ６からそのライト処理が要求される論理セクタアド
レスＸに対応する物理セクタアドレスを検索すると、そ
の検索した物理セクタアドレスに対応するフリービット
マップ５のエントリのビットを１にセットする（ステッ
プＳ４）。
【００２９】２．次に、ディスクドライバプログラム７
は、フリービットマップ５から、最終アクセスセクタ位
置保持レジスタ８に設定された最後にアクセスしたセク
タの物理セクタアドレスの値に最も近い物理セクタアド
レスの空きセクタを検索する（ステップＳ５）。ディス
クドライバプログラム７は、フリービットマップ５から
検索した空きセクタの物理セクタアドレスのエントリの
ビットを０（使用中）にリセットする（ステップＳ
６）。更に、ディスクドライバプログラム７は、ライト
処理が要求されている論理セクタアドレスＸに対応する
アドレスマップ６のエントリ中の物理セクタアドレスと
して、検索した空きセクタの物理セクタアドレスをセッ
トする（ステップＳ７）。
は、フリービットマップ５から、最終アクセスセクタ位
置保持レジスタ８に設定された最後にアクセスしたセク
タの物理セクタアドレスの値に最も近い物理セクタアド
レスの空きセクタを検索する（ステップＳ５）。ディス
クドライバプログラム７は、フリービットマップ５から
検索した空きセクタの物理セクタアドレスのエントリの
ビットを０（使用中）にリセットする（ステップＳ
６）。更に、ディスクドライバプログラム７は、ライト
処理が要求されている論理セクタアドレスＸに対応する
アドレスマップ６のエントリ中の物理セクタアドレスと
して、検索した空きセクタの物理セクタアドレスをセッ
トする（ステップＳ７）。
【００３０】３．次に、ディスクドライバプログラム７
は、オペレーティングシステム３から転送されたデータ
を、書き込みが要求される論理セクタアドレス値Ｘと、
タイムスタンプ値保持レジスタ９が保持するタイムスタ
ンプ値Ｃとともに、検索したディスク２の空きセクタに
書き込む（ステップＳ８）。
は、オペレーティングシステム３から転送されたデータ
を、書き込みが要求される論理セクタアドレス値Ｘと、
タイムスタンプ値保持レジスタ９が保持するタイムスタ
ンプ値Ｃとともに、検索したディスク２の空きセクタに
書き込む（ステップＳ８）。
【００３１】４．次に、ディスクドライバプログラム７
は、データを書き込んだディスク２の空きセクタの物理
セクタアドレスを、最終アクセスセクタ位置保持レジス
タ８にセットした後、タイムスタンプ値保持レジスタ９
にＣ＋１なる値をセットして、タイムスタンプ値をイン
クリメントする（ステップＳ９）。そして、ディスクド
ライバプログラム７は、オペレーティングシステム３に
ライト処理の完了を通知して（ステップＳ１０）、ライ
ト処理を終了する。
は、データを書き込んだディスク２の空きセクタの物理
セクタアドレスを、最終アクセスセクタ位置保持レジス
タ８にセットした後、タイムスタンプ値保持レジスタ９
にＣ＋１なる値をセットして、タイムスタンプ値をイン
クリメントする（ステップＳ９）。そして、ディスクド
ライバプログラム７は、オペレーティングシステム３に
ライト処理の完了を通知して（ステップＳ１０）、ライ
ト処理を終了する。
【００３２】オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ
要求待ちのディスクドライバプログラム７は、オペレー
ティングシステム３からディスク２のセクタの論理セク
タアドレスＹに対してリード処理が要求されると（ステ
ップＳ１，Ｓ２）、以下の処理を行う。
要求待ちのディスクドライバプログラム７は、オペレー
ティングシステム３からディスク２のセクタの論理セク
タアドレスＹに対してリード処理が要求されると（ステ
ップＳ１，Ｓ２）、以下の処理を行う。
【００３３】１．ディスクドライバプログラム７は、オ
ペレーティングシステム７からディスク２のセクタの論
理セクタアドレスＹに対してリード処理が要求されると
（ステップＳ２）、アドレスマップ６からリード処理が
要求される論理セクタアドレスＹに対応する物理セクタ
アドレスを検索する（ステップＳ１１）。
ペレーティングシステム７からディスク２のセクタの論
理セクタアドレスＹに対してリード処理が要求されると
（ステップＳ２）、アドレスマップ６からリード処理が
要求される論理セクタアドレスＹに対応する物理セクタ
アドレスを検索する（ステップＳ１１）。
【００３４】２．ディスクドライバプログラム７は、そ
の検索した物理セクタアドレスに対応するディスク２の
物理セクタからデータを読み取り（ステップＳ１２）、
読み取ったデータをオペレーティングシステム３に転送
する（ステップＳ１３）。ディスクドライバプログラム
７は、リード処理を行ったセクタの物理セクタアドレス
を最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８にセットして
（ステップＳ１４）、リード処理を終了する。
の検索した物理セクタアドレスに対応するディスク２の
物理セクタからデータを読み取り（ステップＳ１２）、
読み取ったデータをオペレーティングシステム３に転送
する（ステップＳ１３）。ディスクドライバプログラム
７は、リード処理を行ったセクタの物理セクタアドレス
を最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８にセットして
（ステップＳ１４）、リード処理を終了する。
【００３５】情報処理装置１のオペレーティングが終了
して、情報処理装置１の電源が切られると、メモリ上の
データが全て失われる。このため、フリービットマップ
５、アドレスマップ６、最終アクセスセクタ位置保持レ
ジスタ８、タイムスタンプ値保持レジスタ９の記憶内容
が失われる。そこで、情報処理装置１の電源が入れられ
た時、オペレーションを開始する前に、ディスク２に登
録されている全データ内容を全て読み出して、それらの
情報を再構成する必要がある。ディスクドライバプログ
ラム７は、ディスク２から読み出されたデータ内容を再
構成するために、以下の処理を行う。この処理を図４に
示すフローチャートを用いて説明する。図４は図１に示
すディスクドライバプログラムの再構成処理フローを示
すフローチャートである。
して、情報処理装置１の電源が切られると、メモリ上の
データが全て失われる。このため、フリービットマップ
５、アドレスマップ６、最終アクセスセクタ位置保持レ
ジスタ８、タイムスタンプ値保持レジスタ９の記憶内容
が失われる。そこで、情報処理装置１の電源が入れられ
た時、オペレーションを開始する前に、ディスク２に登
録されている全データ内容を全て読み出して、それらの
情報を再構成する必要がある。ディスクドライバプログ
ラム７は、ディスク２から読み出されたデータ内容を再
構成するために、以下の処理を行う。この処理を図４に
示すフローチャートを用いて説明する。図４は図１に示
すディスクドライバプログラムの再構成処理フローを示
すフローチャートである。
【００３６】１．ディスクドライバプログラム７は、ア
ドレスマップ６のタイムスタンプフィールドのタイムス
タンプ値を全て０に初期化し、また、フリービットマッ
プ５の各エントリのビットも全て１にセットする。ディ
スクドライバプログラム７は、最終アクセスセクタ位置
保持レジスタ８の値を０に初期化し、タイムスタンプ値
保持レジスタ９の値も０に初期化する（ステップＳ２
１）。
ドレスマップ６のタイムスタンプフィールドのタイムス
タンプ値を全て０に初期化し、また、フリービットマッ
プ５の各エントリのビットも全て１にセットする。ディ
スクドライバプログラム７は、最終アクセスセクタ位置
保持レジスタ８の値を０に初期化し、タイムスタンプ値
保持レジスタ９の値も０に初期化する（ステップＳ２
１）。
【００３７】２．ディスクドライバプログラム７は、デ
ィスク２の物理セクタアドレス０〜ｍ−１までの各セク
タのセクタ内容を順次読み出していき、以降の処理を各
セクタについて行う（ステップＳ２２）。
ィスク２の物理セクタアドレス０〜ｍ−１までの各セク
タのセクタ内容を順次読み出していき、以降の処理を各
セクタについて行う（ステップＳ２２）。
【００３８】３．ディスクドライバプログラム７は、デ
ィスク２の物理セクタアドレス０〜ｍ−１までの各セク
タに書き込まれたタイムスタンプ値と論理セクタアドレ
スを読み出す（図２参照）。ディスクドライバプログラ
ム７は、ディスク２のセクタから読み出したタイムスタ
ンプ値が１以上であるかを判断し、１以上であると判断
した場合（ステップＳ２３）、そのセクタにはデータが
既に書き込まれており、有効なデータが書き込まれてい
る可能性がある。
ィスク２の物理セクタアドレス０〜ｍ−１までの各セク
タに書き込まれたタイムスタンプ値と論理セクタアドレ
スを読み出す（図２参照）。ディスクドライバプログラ
ム７は、ディスク２のセクタから読み出したタイムスタ
ンプ値が１以上であるかを判断し、１以上であると判断
した場合（ステップＳ２３）、そのセクタにはデータが
既に書き込まれており、有効なデータが書き込まれてい
る可能性がある。
【００３９】そこで、ディスクドライバプログラム７
は、そのデータが既に書き込まれているセクタから読み
出した論理セクタアドレスに対応するアドレスマップ６
のエントリを検索し、検索したエントリ上のタイムスタ
ンプ値が０かを判断する（ステップＳ２４）。ディスク
ドライバプログラム７は、ディスク２のセクタから読み
出したタイムスタンプ値が０であると判断した場合（ス
テップＳ２３）、そのセクタにはデータが書き込まれて
いないので、ステップ３０へ進む。
は、そのデータが既に書き込まれているセクタから読み
出した論理セクタアドレスに対応するアドレスマップ６
のエントリを検索し、検索したエントリ上のタイムスタ
ンプ値が０かを判断する（ステップＳ２４）。ディスク
ドライバプログラム７は、ディスク２のセクタから読み
出したタイムスタンプ値が０であると判断した場合（ス
テップＳ２３）、そのセクタにはデータが書き込まれて
いないので、ステップ３０へ進む。
【００４０】（イ）ディスクドライバプログラム７は、
検索したアドレスマップ６のエントリ上のタイムスタン
プ値が０であると判断した場合（ステップＳ２４）、そ
の論理セクタアドレスに対応する物理セクタアドレスが
始めて検出されたことになるので、その物理セクタアド
レスとタイムスタンプ値をアドレスマップのエントリに
記録し（ステップＳ２６）、物理セクタアドレスに対応
するフリービットマップのビットを０にリセットする
（ステップＳ２７）。
検索したアドレスマップ６のエントリ上のタイムスタン
プ値が０であると判断した場合（ステップＳ２４）、そ
の論理セクタアドレスに対応する物理セクタアドレスが
始めて検出されたことになるので、その物理セクタアド
レスとタイムスタンプ値をアドレスマップのエントリに
記録し（ステップＳ２６）、物理セクタアドレスに対応
するフリービットマップのビットを０にリセットする
（ステップＳ２７）。
【００４１】（ロ）ディスクドライバプログラム７は、
検索したアドレスマップ６のエントリ上のタイムスタン
プ値が１以上であると判断した場合（ステップＳ２
４）、その論理セクタアドレスに対応する物理セクタア
ドレスが既に検出されていることになるので、その論理
セクタアドレスに対応するアドレスマップ６上のタイム
スタンプ値とディスク２のセクタから読み出したタイム
スタンプ値を比較する（ステップＳ２５）。
検索したアドレスマップ６のエントリ上のタイムスタン
プ値が１以上であると判断した場合（ステップＳ２
４）、その論理セクタアドレスに対応する物理セクタア
ドレスが既に検出されていることになるので、その論理
セクタアドレスに対応するアドレスマップ６上のタイム
スタンプ値とディスク２のセクタから読み出したタイム
スタンプ値を比較する（ステップＳ２５）。
【００４２】ディスクドライバプログラム７は、ディス
ク２のセクタから読み出したタイムスタンプ値の方がア
ドレスマップ６上のタイムスタンプ値よりも大きいと判
断した場合（ステップＳ２５）、ディスク２のタイムス
タンプ値がアドレスマップ６のタイムスタンプ値より後
に書き込まれた内容となるので、以前検出した物理セク
タを空きセクタにする。即ち、フリービットマップ５の
アドレスマップ６上の物理セクタアドレスで指定される
エントリのビットを１にセットする。
ク２のセクタから読み出したタイムスタンプ値の方がア
ドレスマップ６上のタイムスタンプ値よりも大きいと判
断した場合（ステップＳ２５）、ディスク２のタイムス
タンプ値がアドレスマップ６のタイムスタンプ値より後
に書き込まれた内容となるので、以前検出した物理セク
タを空きセクタにする。即ち、フリービットマップ５の
アドレスマップ６上の物理セクタアドレスで指定される
エントリのビットを１にセットする。
【００４３】更に、ディスクドライバプログラム７は、
アドレスマップ６の物理セクタアドレスとタイムスタン
プ値をディスク２のセクタから読み出した値に変更する
（ステップＳ２６）。ディスクドライバプログラム７
は、ディスク２のセクタから読み出したタイムスタンプ
値の方がアドレスマップ６上のタイムスタンプ値よりも
小さいと判断した場合（ステップＳ２５）、読み出した
方が古いデータになるので、何も処理をせずにステップ
３０へ進む。
アドレスマップ６の物理セクタアドレスとタイムスタン
プ値をディスク２のセクタから読み出した値に変更する
（ステップＳ２６）。ディスクドライバプログラム７
は、ディスク２のセクタから読み出したタイムスタンプ
値の方がアドレスマップ６上のタイムスタンプ値よりも
小さいと判断した場合（ステップＳ２５）、読み出した
方が古いデータになるので、何も処理をせずにステップ
３０へ進む。
【００４４】（イ）または（ロ）の処理の後、ディスク
ドライバプログラム７は、ディスク２のセクタから読み
出したタイムスタンプ値とタイムスタンプ値保持レジス
タ８に保存されている値を比較し、ディスク２のセクタ
から読み出したタイムスタンプ値の方がタイムスタンプ
値保持レジスタ９の値よりも大きいと判断した場合（ス
テップＳ２８）、タイムスタンプ値保持レジスタ９の値
をそのディスク２から読み出したタイムスタンプ値に更
新する（ステップＳ２９）。
ドライバプログラム７は、ディスク２のセクタから読み
出したタイムスタンプ値とタイムスタンプ値保持レジス
タ８に保存されている値を比較し、ディスク２のセクタ
から読み出したタイムスタンプ値の方がタイムスタンプ
値保持レジスタ９の値よりも大きいと判断した場合（ス
テップＳ２８）、タイムスタンプ値保持レジスタ９の値
をそのディスク２から読み出したタイムスタンプ値に更
新する（ステップＳ２９）。
【００４５】全セクタについて３の処理を終えた後、ス
テップＳ３０において、ディスクドライバプログラム７
は、次の読み出し対象の物理セクタアドレスの物理セク
タが存在するかを判断し、存在すると判断した場合（ス
テップＳ３０）、その存在したセクタの内容を読み出し
て（ステップＳ３１）、ステップＳ２３へ戻る。ディス
クドライバプログラム７は、次の読み出し対象の物理セ
クタが存在しないと判断した場合（ステップＳ３０）、
処理を終了する。
テップＳ３０において、ディスクドライバプログラム７
は、次の読み出し対象の物理セクタアドレスの物理セク
タが存在するかを判断し、存在すると判断した場合（ス
テップＳ３０）、その存在したセクタの内容を読み出し
て（ステップＳ３１）、ステップＳ２３へ戻る。ディス
クドライバプログラム７は、次の読み出し対象の物理セ
クタが存在しないと判断した場合（ステップＳ３０）、
処理を終了する。
【００４６】このように、本実施の形態では、ディスク
ドライバプログラム７により、オペレーティングシステ
ム３からディスク２の論理セクタアドレスに対して書き
込み処理が要求された場合、アドレスマップ６からその
論理セクタアドレスに対応する物理セクタアドレスを検
索し、その検索した物理セクタアドレスに対応するフリ
ービットマップ５のエントリのビットをフリーに設定
し、ディスクドライバプログラム７により、フリービッ
トマップ５から最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８
に設定された最後にアクセスしたセクタの物理セクタア
ドレスに最も近い物理セクタアドレスの空きセクタを検
索し、検索した空きセクタに対応するフリービットマッ
プの物理セクタアドレスのエントリのビットを使用中に
設定し、ディスクドライバプログラム７により、書き込
み処理が要求されている論理セクタアドレスに対応する
アドレスマップ６のエントリに検索した空きセクタの物
理セクタアドレスを設定し、ディスクドライバプログラ
ム７により、オペレーティングシステム３から転送され
たデータを、書き込み処理が要求される論理セクタアド
レスと、タイムスタンプ値保持レジスタ９が保持するタ
イムスタンプ値とともに、検索した空きセクタに書き込
み、ディスクドライバプログラム７により、データを書
き込んだディスク２の空きセクタの物理セクタアドレス
を最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８に設定すると
ともに、タイムスタンプ値保持レジスタ９のタイムスタ
ンプ値をインクリメントするように構成している。この
ため、ディスク２のセクタにデータを書き込む際、最後
にアクセスしたセクタの最も近くの空きセクタについて
データを書き込むように構成したので、ディスク２に対
する書き込む処理を、現在のヘッド位置（最後にアクセ
スしたヘッド位置）に最も近い空きセクタに対して行う
ことができる。このため、データを書き込む際のシーク
処理時間を短縮することができるので、書き込み処理の
スループットを向上させることができる。
ドライバプログラム７により、オペレーティングシステ
ム３からディスク２の論理セクタアドレスに対して書き
込み処理が要求された場合、アドレスマップ６からその
論理セクタアドレスに対応する物理セクタアドレスを検
索し、その検索した物理セクタアドレスに対応するフリ
ービットマップ５のエントリのビットをフリーに設定
し、ディスクドライバプログラム７により、フリービッ
トマップ５から最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８
に設定された最後にアクセスしたセクタの物理セクタア
ドレスに最も近い物理セクタアドレスの空きセクタを検
索し、検索した空きセクタに対応するフリービットマッ
プの物理セクタアドレスのエントリのビットを使用中に
設定し、ディスクドライバプログラム７により、書き込
み処理が要求されている論理セクタアドレスに対応する
アドレスマップ６のエントリに検索した空きセクタの物
理セクタアドレスを設定し、ディスクドライバプログラ
ム７により、オペレーティングシステム３から転送され
たデータを、書き込み処理が要求される論理セクタアド
レスと、タイムスタンプ値保持レジスタ９が保持するタ
イムスタンプ値とともに、検索した空きセクタに書き込
み、ディスクドライバプログラム７により、データを書
き込んだディスク２の空きセクタの物理セクタアドレス
を最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８に設定すると
ともに、タイムスタンプ値保持レジスタ９のタイムスタ
ンプ値をインクリメントするように構成している。この
ため、ディスク２のセクタにデータを書き込む際、最後
にアクセスしたセクタの最も近くの空きセクタについて
データを書き込むように構成したので、ディスク２に対
する書き込む処理を、現在のヘッド位置（最後にアクセ
スしたヘッド位置）に最も近い空きセクタに対して行う
ことができる。このため、データを書き込む際のシーク
処理時間を短縮することができるので、書き込み処理の
スループットを向上させることができる。
【００４７】また、本実施の形態では、アドレスマップ
６の論理セクタ数に対応するオペレーティングシステム
に提供するセクタ数を、ディスク２が実際に保存するセ
クタ数よりも小さくなるように設定しているため、ディ
スク２に常に一定量の空きセクタを存在させることがで
きる。このため、ライト処理時に空きセクタを検索する
ときにより多くの空きセクタから最適なものを選択する
ことができる。例えば、オペレーティングシステム３が
見せかけのセクタ数ｎを全て使用している状態でも、使
用可能なセクタが（ｍ−ｎ）個存在し、ライト処理の際
に最も近い使用可能なセクタを効率よく検索することが
できる。
６の論理セクタ数に対応するオペレーティングシステム
に提供するセクタ数を、ディスク２が実際に保存するセ
クタ数よりも小さくなるように設定しているため、ディ
スク２に常に一定量の空きセクタを存在させることがで
きる。このため、ライト処理時に空きセクタを検索する
ときにより多くの空きセクタから最適なものを選択する
ことができる。例えば、オペレーティングシステム３が
見せかけのセクタ数ｎを全て使用している状態でも、使
用可能なセクタが（ｍ−ｎ）個存在し、ライト処理の際
に最も近い使用可能なセクタを効率よく検索することが
できる。
【００４８】実施の形態２．実施の形態１では、シーク
処理を省略・短縮するために最も適した空きセクタ領域
を捜し出す時、最後にアクセスしたセクタの物理セクタ
アドレスに最も近い物理セクタアドレスを持つ空きセク
タを選択していた。本実施の形態では、物理セクタアド
レスの近さではなく、ディスク２の物理構造に応じた選
択方法を用いるものとする。本実施の形態は、実施の形
態１と同様な構成の情報処理装置を用いる。
処理を省略・短縮するために最も適した空きセクタ領域
を捜し出す時、最後にアクセスしたセクタの物理セクタ
アドレスに最も近い物理セクタアドレスを持つ空きセク
タを選択していた。本実施の形態では、物理セクタアド
レスの近さではなく、ディスク２の物理構造に応じた選
択方法を用いるものとする。本実施の形態は、実施の形
態１と同様な構成の情報処理装置を用いる。
【００４９】図５は本発明に係る実施の形態２の情報処
理システムにおける最終アクセスセクタ位置保持レジス
タの構造を示す図である。まず、図５に示すように、最
終アクセスセクタ位置保持レジスタ１１には、最後にア
クセスしたセクタの物理的構成を示すヘッド番号、シリ
ンダ番号、セクタ番号の対応関係（シリンダ番号：ヘッ
ド番号：セクタ番号）が保持される。ディスクＩ／Ｏの
際に指定する物理セクタ番号を物理的な位置に変更する
ためのアルゴリズムは、ディスク２の構造に依存する。
ディスク２のシリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番号は
図６に示すように、一般的な式で得られるものとする。
理システムにおける最終アクセスセクタ位置保持レジス
タの構造を示す図である。まず、図５に示すように、最
終アクセスセクタ位置保持レジスタ１１には、最後にア
クセスしたセクタの物理的構成を示すヘッド番号、シリ
ンダ番号、セクタ番号の対応関係（シリンダ番号：ヘッ
ド番号：セクタ番号）が保持される。ディスクＩ／Ｏの
際に指定する物理セクタ番号を物理的な位置に変更する
ためのアルゴリズムは、ディスク２の構造に依存する。
ディスク２のシリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番号は
図６に示すように、一般的な式で得られるものとする。
【００５０】次に、図７は本発明に係る実施の形態２の
情報処理システムにおけるフリービットマップの構造を
示す図である。フリービットマップ１２には、セクタの
物理的構成を示すシリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番
号の対応関係（シリンダ番号：ヘッド番号：セクタ番
号）、物理セクタアドレス及びビットが登録される。本
実施の形態の情報処理装置は、基本的な構成が実施の形
態１と同様であり、最終アクセスセクタ位置保持レジス
タ１１及びフリービットマップ１２に登録されるデータ
構造が異なる。
情報処理システムにおけるフリービットマップの構造を
示す図である。フリービットマップ１２には、セクタの
物理的構成を示すシリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番
号の対応関係（シリンダ番号：ヘッド番号：セクタ番
号）、物理セクタアドレス及びビットが登録される。本
実施の形態の情報処理装置は、基本的な構成が実施の形
態１と同様であり、最終アクセスセクタ位置保持レジス
タ１１及びフリービットマップ１２に登録されるデータ
構造が異なる。
【００５１】ディスクドライバプログラム７は、実施の
形態１と同様の処理を行うが、ライト処理の際に選択す
る空きセクタは、最終アクセスセクタと同一シリンダ番
号・同一ヘッド番号であるものを最優先とし、次に、同
一シリンダ番号であるものを優先する。それらの条件に
適する空きセクタが存在しない場合は、最もシリンダ番
号が近い空きセクタを優先するものとする。以下、具体
的に本実施の形態の処理フローをフローチャートを用い
て説明する。
形態１と同様の処理を行うが、ライト処理の際に選択す
る空きセクタは、最終アクセスセクタと同一シリンダ番
号・同一ヘッド番号であるものを最優先とし、次に、同
一シリンダ番号であるものを優先する。それらの条件に
適する空きセクタが存在しない場合は、最もシリンダ番
号が近い空きセクタを優先するものとする。以下、具体
的に本実施の形態の処理フローをフローチャートを用い
て説明する。
【００５２】図８、９は本発明に係る実施の形態２の情
報処理システムにおけるディスクドライバプログラムの
リード／ライト処理フローを示すフローチャートであ
る。オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ要求待ち
のディスクドライバプログラム７は、オペレーティング
システム３からディスク２のセクタの論理セクタアドレ
スＸに対してライト処理が要求されると（ステップＳ４
１，Ｓ４２）、以下の処理を行う。
報処理システムにおけるディスクドライバプログラムの
リード／ライト処理フローを示すフローチャートであ
る。オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ要求待ち
のディスクドライバプログラム７は、オペレーティング
システム３からディスク２のセクタの論理セクタアドレ
スＸに対してライト処理が要求されると（ステップＳ４
１，Ｓ４２）、以下の処理を行う。
【００５３】１．まず、ディスク２のセクタの論理セク
タアドレスＸに以前書き込まれたデータは、ディスクド
ライバプログラム７にオペレーティングシステム３から
ディスク２の論理セクタアドレスＸに対してライト処理
が要求されると、上書きされずに無効になる。このた
め、ディスクドライバプログラム７は、アドレスマップ
６からそのライト処理が要求される論理セクタアドレス
Ｘに対応する物理セクタアドレスを検索する（ステップ
Ｓ４３）。ディスクドライバプログラム７は、アドレス
マップ６からそのライト処理が要求される論理セクタア
ドレスＸに対応する物理セクタアドレスを検索すると、
その検索した物理セクタアドレスに対応するフリービッ
トマップ５のエントリのビットを１にセットする（ステ
ップＳ４４）。
タアドレスＸに以前書き込まれたデータは、ディスクド
ライバプログラム７にオペレーティングシステム３から
ディスク２の論理セクタアドレスＸに対してライト処理
が要求されると、上書きされずに無効になる。このた
め、ディスクドライバプログラム７は、アドレスマップ
６からそのライト処理が要求される論理セクタアドレス
Ｘに対応する物理セクタアドレスを検索する（ステップ
Ｓ４３）。ディスクドライバプログラム７は、アドレス
マップ６からそのライト処理が要求される論理セクタア
ドレスＸに対応する物理セクタアドレスを検索すると、
その検索した物理セクタアドレスに対応するフリービッ
トマップ５のエントリのビットを１にセットする（ステ
ップＳ４４）。
【００５４】２．次に、ディスクドライバプログラム７
は、フリービットマップ５から、最終アクセスセクタ位
置保持レジスタ８に設定された最後にアクセスしたセク
タの物理的構成に基づいて空きセクタを検索する（ステ
ップＳ４５〜４７）。まず、ディスクドライバプログラ
ム７は、フリービットマップ５から、最終アクセスセク
タ位置保持レジスタ１１に設定された最後にアクセスし
たセクタのシリンダ番号及びヘッド番号と同一のシリン
ダ番号及びヘッド番号の空きセクタを検索してあった場
合（ステップＳ４５）、ステップ４８へ進み、なかった
場合（ステップＳ４５）、ステップ４６へ進む。
は、フリービットマップ５から、最終アクセスセクタ位
置保持レジスタ８に設定された最後にアクセスしたセク
タの物理的構成に基づいて空きセクタを検索する（ステ
ップＳ４５〜４７）。まず、ディスクドライバプログラ
ム７は、フリービットマップ５から、最終アクセスセク
タ位置保持レジスタ１１に設定された最後にアクセスし
たセクタのシリンダ番号及びヘッド番号と同一のシリン
ダ番号及びヘッド番号の空きセクタを検索してあった場
合（ステップＳ４５）、ステップ４８へ進み、なかった
場合（ステップＳ４５）、ステップ４６へ進む。
【００５５】ディスクドライバプログラム７は、最終ア
クセスセクタ位置保持レジスタ１１と同一のシリンダ番
号及びヘッド番号の空きセクタを検索した時、フリービ
ットマップ６から、最終アクセスセクタ位置保持レジス
タ１１に設定された最後にアクセスしたセクタのシリン
ダ番号と同一のシリンダ番号の空きセクタを検索する
（ステップＳ４６）。ディスクドライバプログラム７
は、検索してあった場合（ステップＳ４６）、ステップ
Ｓ４８へ進み、検索してなかった場合（ステップＳ４
６）、ステップＳ４７へ進む。
クセスセクタ位置保持レジスタ１１と同一のシリンダ番
号及びヘッド番号の空きセクタを検索した時、フリービ
ットマップ６から、最終アクセスセクタ位置保持レジス
タ１１に設定された最後にアクセスしたセクタのシリン
ダ番号と同一のシリンダ番号の空きセクタを検索する
（ステップＳ４６）。ディスクドライバプログラム７
は、検索してあった場合（ステップＳ４６）、ステップ
Ｓ４８へ進み、検索してなかった場合（ステップＳ４
６）、ステップＳ４７へ進む。
【００５６】ディスクドライバプログラム７は、最終ア
クセスセクタ位置保持レジスタ１１と同一のシリンダ番
号の空きセクタを検索した時、フリービットマップ６か
ら、最終アクセスセクタ位置保持レジスタ１２に設定さ
れた最後にアクセスしたセクタのシリンダ番号に最も近
いシリンダ番号の空きセクタを検索する（ステップＳ４
７）。ディスクドライバプログラム７は、検索してあっ
た場合（ステップＳ４７）、ステップＳ４８へ進み、検
索してなかった場合（ステップＳ４７）、ステップＳ４
５へ戻る。
クセスセクタ位置保持レジスタ１１と同一のシリンダ番
号の空きセクタを検索した時、フリービットマップ６か
ら、最終アクセスセクタ位置保持レジスタ１２に設定さ
れた最後にアクセスしたセクタのシリンダ番号に最も近
いシリンダ番号の空きセクタを検索する（ステップＳ４
７）。ディスクドライバプログラム７は、検索してあっ
た場合（ステップＳ４７）、ステップＳ４８へ進み、検
索してなかった場合（ステップＳ４７）、ステップＳ４
５へ戻る。
【００５７】ディスクドライバプログラム７は、前述の
ように、フリービットマップ６から最終アクセスセクタ
位置保持レジスタ１１に設定された最後にアクセスした
セクタの物理構成に基づいて空きセクタを検索した場合
（ステップＳ４５〜４７）、フリービットマップ５から
検索した空きセクタの物理セクタアドレスのエントリの
ビットを０（使用中）にリセットする（ステップＳ４
８）。更に、ディスクドライバプログラム７は、ライト
処理が要求されている論理セクタアドレスＸに対応する
アドレスマップ６のエントリ中の物理セクタアドレスと
して、検索した空きセクタの物理セクタアドレスをセッ
トする（ステップＳ４９）。
ように、フリービットマップ６から最終アクセスセクタ
位置保持レジスタ１１に設定された最後にアクセスした
セクタの物理構成に基づいて空きセクタを検索した場合
（ステップＳ４５〜４７）、フリービットマップ５から
検索した空きセクタの物理セクタアドレスのエントリの
ビットを０（使用中）にリセットする（ステップＳ４
８）。更に、ディスクドライバプログラム７は、ライト
処理が要求されている論理セクタアドレスＸに対応する
アドレスマップ６のエントリ中の物理セクタアドレスと
して、検索した空きセクタの物理セクタアドレスをセッ
トする（ステップＳ４９）。
【００５８】３．次に、ディスクドライバプログラム７
は、オペレーティングシステム３から転送されたデータ
を、書き込みが要求される論理セクタアドレス値Ｘと、
タイムスタンプ値保持レジスタ９が保持するタイムスタ
ンプ値Ｃとともに、検索したディスク２の空きセクタに
書き込む（ステップＳ５０）。
は、オペレーティングシステム３から転送されたデータ
を、書き込みが要求される論理セクタアドレス値Ｘと、
タイムスタンプ値保持レジスタ９が保持するタイムスタ
ンプ値Ｃとともに、検索したディスク２の空きセクタに
書き込む（ステップＳ５０）。
【００５９】４．次に、ディスクドライバプログラム７
は、データを書き込んだディスク２の空きセクタの物理
的構成のシリンダ番号、ヘッド番号及びセクタ番号の対
応関係を、最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８にセ
ットした後、タイムスタンプ値保持レジスタ９にＣ＋１
なる値をセットして、タイムスタンプ値をインクリメン
トする（ステップＳ５１）。そして、ディスクドライバ
プログラム７は、オペレーティングシステム３にライト
処理の完了を通知して（ステップＳ５２）、ライト処理
を終了する。
は、データを書き込んだディスク２の空きセクタの物理
的構成のシリンダ番号、ヘッド番号及びセクタ番号の対
応関係を、最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８にセ
ットした後、タイムスタンプ値保持レジスタ９にＣ＋１
なる値をセットして、タイムスタンプ値をインクリメン
トする（ステップＳ５１）。そして、ディスクドライバ
プログラム７は、オペレーティングシステム３にライト
処理の完了を通知して（ステップＳ５２）、ライト処理
を終了する。
【００６０】オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ
要求待ちのディスクドライバプログラム７は、オペレー
ティングシステム３からディスク２のセクタの論理セク
タアドレスＹに対してリード処理が要求されると（ステ
ップＳ４１，Ｓ４２）、以下の処理を行う。
要求待ちのディスクドライバプログラム７は、オペレー
ティングシステム３からディスク２のセクタの論理セク
タアドレスＹに対してリード処理が要求されると（ステ
ップＳ４１，Ｓ４２）、以下の処理を行う。
【００６１】１．ディスクドライバプログラム７は、オ
ペレーティングシステム７からディスク２のセクタの論
理セクタアドレスＹに対してリード処理が要求されると
（ステップＳ４１，４２）、アドレスマップ６からリー
ド処理が要求される論理セクタアドレスＹに対応する物
理セクタアドレスを検索する（ステップＳ５３）。
ペレーティングシステム７からディスク２のセクタの論
理セクタアドレスＹに対してリード処理が要求されると
（ステップＳ４１，４２）、アドレスマップ６からリー
ド処理が要求される論理セクタアドレスＹに対応する物
理セクタアドレスを検索する（ステップＳ５３）。
【００６２】２．ディスクドライバプログラム７は、そ
の検索した物理セクタアドレスに対応するディスク２の
物理セクタからデータを読み取り（ステップＳ５４）、
読み取ったデータをオペレーティングシステム３に転送
する（ステップＳ５５）。ディスクドライバプログラム
７は、リード処理を行ったセクタの物理セクタアドレス
を最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８にセットして
（ステップＳ５６）、リード処理を終了する。なお、デ
ィスクドライバプログラム７の再構成処理は実施の形態
１と同様であるので、説明を省略する。
の検索した物理セクタアドレスに対応するディスク２の
物理セクタからデータを読み取り（ステップＳ５４）、
読み取ったデータをオペレーティングシステム３に転送
する（ステップＳ５５）。ディスクドライバプログラム
７は、リード処理を行ったセクタの物理セクタアドレス
を最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８にセットして
（ステップＳ５６）、リード処理を終了する。なお、デ
ィスクドライバプログラム７の再構成処理は実施の形態
１と同様であるので、説明を省略する。
【００６３】このように、本実施の形態では、ディスク
ドライバプログラム７により、オペレーティングシステ
ム３からディスク２の論理セクタアドレスに対して書き
込み処理が要求された場合、アドレスマップ６からその
論理セクタアドレスに対応する物理セクタアドレスを検
索し、その検索した物理セクタアドレスに対応するフリ
ービットマップ５のエントリのビットをフリーに設定
し、ディスクドライバプログラム７により、フリービッ
トマップ５から最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８
に設定された最後にアクセスしたセクタのシリンダ番
号、ヘッド番号及びセクタ番号による物理的構成に基づ
いて空きセクタを検索し、検索した空きセクタに対応す
るフリービットマップの物理セクタアドレスのエントリ
のビットを使用中に設定し、ディスクドライバプログラ
ム７により、書き込み処理が要求されている論理セクタ
アドレスに対応するアドレスマップ６のエントリに検索
した空きセクタの物理セクタアドレスを設定し、ディス
クドライバプログラム７により、オペレーティングシス
テム３から転送されたデータを、書き込み処理が要求さ
れる論理セクタアドレスと、タイムスタンプ値保持レジ
スタ９が保持するタイムスタンプ値とともに、検索した
空きセクタに書き込み、ディスクドライバプログラム７
により、データを書き込んだディスク２の空きセクタの
物理的構成を最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８に
設定するとともに、タイムスタンプ値保持レジスタ９の
タイムスタンプ値をインクリメントするように構成して
いる。このため、ディスク２のセクタにデータを書き込
む際、最後にアクセスしたセクタのシリンダ番号、ヘッ
ド番号及びセクタ番号による物理的構成に基づいて検索
した空きセクタについてデータを書き込むように構成し
たので、ディスク２に対する書き込む処理を、実施の形
態１の論理セクタアドレスで行う場合よりも効率よく行
うことができる。このため、実施の形態１の場合より
も、データを書き込む際のシーク処理時間をより短縮す
ることができるので、書き込み処理のスループットをさ
らに向上させることができる。
ドライバプログラム７により、オペレーティングシステ
ム３からディスク２の論理セクタアドレスに対して書き
込み処理が要求された場合、アドレスマップ６からその
論理セクタアドレスに対応する物理セクタアドレスを検
索し、その検索した物理セクタアドレスに対応するフリ
ービットマップ５のエントリのビットをフリーに設定
し、ディスクドライバプログラム７により、フリービッ
トマップ５から最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８
に設定された最後にアクセスしたセクタのシリンダ番
号、ヘッド番号及びセクタ番号による物理的構成に基づ
いて空きセクタを検索し、検索した空きセクタに対応す
るフリービットマップの物理セクタアドレスのエントリ
のビットを使用中に設定し、ディスクドライバプログラ
ム７により、書き込み処理が要求されている論理セクタ
アドレスに対応するアドレスマップ６のエントリに検索
した空きセクタの物理セクタアドレスを設定し、ディス
クドライバプログラム７により、オペレーティングシス
テム３から転送されたデータを、書き込み処理が要求さ
れる論理セクタアドレスと、タイムスタンプ値保持レジ
スタ９が保持するタイムスタンプ値とともに、検索した
空きセクタに書き込み、ディスクドライバプログラム７
により、データを書き込んだディスク２の空きセクタの
物理的構成を最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８に
設定するとともに、タイムスタンプ値保持レジスタ９の
タイムスタンプ値をインクリメントするように構成して
いる。このため、ディスク２のセクタにデータを書き込
む際、最後にアクセスしたセクタのシリンダ番号、ヘッ
ド番号及びセクタ番号による物理的構成に基づいて検索
した空きセクタについてデータを書き込むように構成し
たので、ディスク２に対する書き込む処理を、実施の形
態１の論理セクタアドレスで行う場合よりも効率よく行
うことができる。このため、実施の形態１の場合より
も、データを書き込む際のシーク処理時間をより短縮す
ることができるので、書き込み処理のスループットをさ
らに向上させることができる。
【００６４】実施の形態３．本実施の形態は、実施の形
態２に適用させることができるので、図１を用いて説明
する。記録密度が高いディスク２には、ディスク２の外
周上のトラックと内周上のトラックでは、セクタ数が異
なる場合がある。これは、ディスク２の性質上、外周の
方がトラック長が大きいので、同じ線密度でも記録でき
るデータ量が大きくなるためである。この時、ディスク
２の角速度が一定であれば、外周上のセクタのリード・
ライトの方が、内周上のセクタでの処理よりも高速にな
る。本実施の形態では、ディスクドライバプログラム７
により、実施の形態２における最後にアクセスしたセク
タの物理的構成に基づいて空きセクタを検索する際、最
後にアクセスしたセクタからの距離が等しいセクタが最
後にアクセスしたセクタから見て、外周トラック上と内
周トラック上の両方に検索された場合、外周トラック上
のセクタを選択する。この外周トラック上のセクタの選
択は、実施の形態２において、セクタの物理的構成のシ
リンダ番号の差から選択する。
態２に適用させることができるので、図１を用いて説明
する。記録密度が高いディスク２には、ディスク２の外
周上のトラックと内周上のトラックでは、セクタ数が異
なる場合がある。これは、ディスク２の性質上、外周の
方がトラック長が大きいので、同じ線密度でも記録でき
るデータ量が大きくなるためである。この時、ディスク
２の角速度が一定であれば、外周上のセクタのリード・
ライトの方が、内周上のセクタでの処理よりも高速にな
る。本実施の形態では、ディスクドライバプログラム７
により、実施の形態２における最後にアクセスしたセク
タの物理的構成に基づいて空きセクタを検索する際、最
後にアクセスしたセクタからの距離が等しいセクタが最
後にアクセスしたセクタから見て、外周トラック上と内
周トラック上の両方に検索された場合、外周トラック上
のセクタを選択する。この外周トラック上のセクタの選
択は、実施の形態２において、セクタの物理的構成のシ
リンダ番号の差から選択する。
【００６５】このように、本実施の形態では、ディスク
ドライバプログラム７により、最後にアクセスしたセク
タの物理的構成に基づいて空きセクタを検索する際、最
後にアクセスしたセクタからの距離が等しいセクタが最
後にアクセスしたセクタから見て、外周トラック上と内
周トラック上の両方に検索された場合、外周トラック上
のセクタを選択するように構成したため、外周上のセク
タの方がより高い性能でリード・ライトできるというデ
ィスク２の特性を考慮して空きセクタを選択することが
できる。このため、実施の形態２の場合よりも、より高
いスループットでライト処理できる機会を増やすことが
できる。
ドライバプログラム７により、最後にアクセスしたセク
タの物理的構成に基づいて空きセクタを検索する際、最
後にアクセスしたセクタからの距離が等しいセクタが最
後にアクセスしたセクタから見て、外周トラック上と内
周トラック上の両方に検索された場合、外周トラック上
のセクタを選択するように構成したため、外周上のセク
タの方がより高い性能でリード・ライトできるというデ
ィスク２の特性を考慮して空きセクタを選択することが
できる。このため、実施の形態２の場合よりも、より高
いスループットでライト処理できる機会を増やすことが
できる。
【００６６】実施の形態４．実施の形態３におけるリー
ド処理・ライト処理に含まれているシーク処理を、オペ
レーティングシステムの要求に先んじて行う。即ち、リ
ード処理・ライト処理が行われる毎に、最終アクセスセ
クタ位置保持レジスタ８の値（直前にＩ／Ｏ処理を行っ
たセクタのアドレスになる）に最も近い空きセクタを検
索し、オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ要求を
待たずにそのセクタへのシーク処理を行うものとする。
以下、具体的にフローチャートを用いて説明する。
ド処理・ライト処理に含まれているシーク処理を、オペ
レーティングシステムの要求に先んじて行う。即ち、リ
ード処理・ライト処理が行われる毎に、最終アクセスセ
クタ位置保持レジスタ８の値（直前にＩ／Ｏ処理を行っ
たセクタのアドレスになる）に最も近い空きセクタを検
索し、オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ要求を
待たずにそのセクタへのシーク処理を行うものとする。
以下、具体的にフローチャートを用いて説明する。
【００６７】図１０、１１は本発明に係る実施の形態４
の情報処理システムにおけるディスクドライバプログラ
ムのリード／ライト処理フローを示すフローチャートで
ある。オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ要求待
ちのディスクドライバプログラム７は、オペレーティン
グシステム３からディスク２のセクタの論理セクタアド
レスＸに対してライト処理が要求されると（ステップＳ
６１，Ｓ６２）、以下の処理を行う。
の情報処理システムにおけるディスクドライバプログラ
ムのリード／ライト処理フローを示すフローチャートで
ある。オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ要求待
ちのディスクドライバプログラム７は、オペレーティン
グシステム３からディスク２のセクタの論理セクタアド
レスＸに対してライト処理が要求されると（ステップＳ
６１，Ｓ６２）、以下の処理を行う。
【００６８】１．まず、ディスク２のセクタの論理セク
タアドレスＸに以前書き込まれたデータは、ディスクド
ライバプログラム７にオペレーティングシステム３から
ディスク２の論理セクタアドレスＸに対してライト処理
が要求されると、上書きされずに無効になる。このた
め、ディスクドライバプログラム７は、アドレスマップ
６からそのライト処理が要求される論理セクタアドレス
Ｘに対応する物理セクタアドレスを検索する（ステップ
Ｓ６３）。ディスクドライバプログラム７は、アドレス
マップ６からそのライト処理が要求される論理セクタア
ドレスＸに対応する物理セクタアドレスを検索すると、
その検索した物理セクタアドレスに対応するフリービッ
トマップ５のエントリのビットを１にセットする（ステ
ップＳ６４）。
タアドレスＸに以前書き込まれたデータは、ディスクド
ライバプログラム７にオペレーティングシステム３から
ディスク２の論理セクタアドレスＸに対してライト処理
が要求されると、上書きされずに無効になる。このた
め、ディスクドライバプログラム７は、アドレスマップ
６からそのライト処理が要求される論理セクタアドレス
Ｘに対応する物理セクタアドレスを検索する（ステップ
Ｓ６３）。ディスクドライバプログラム７は、アドレス
マップ６からそのライト処理が要求される論理セクタア
ドレスＸに対応する物理セクタアドレスを検索すると、
その検索した物理セクタアドレスに対応するフリービッ
トマップ５のエントリのビットを１にセットする（ステ
ップＳ６４）。
【００６９】２．次に、ディスクドライバプログラム７
は、最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８に設定され
た最後にアクセスしたセクタの物理セクタアドレスに該
当するフリービットマップ５のエントリのビットが１
（フリー）であるかを判断し、ビットが１であると判断
した場合（ステップＳ６５）、そのフリービットマップ
５が示すビットが１だった空きセクタをライト処理に用
い（ステップＳ６６）、ステップ６８へ進む。ディスク
ドライバプログラム７は、フリービットマップ５のエン
トリのビットが０（使用中）であると判断した場合（ス
テップＳ６５）、フリービットマップ５から最終アクセ
スセクタ位置保持レジスタ８の物理セクタアドレスに最
も近い物理セクタアドレスの空きセクタを検索して（ス
テップＳ６７）、ステップＳ６８へ進む。
は、最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８に設定され
た最後にアクセスしたセクタの物理セクタアドレスに該
当するフリービットマップ５のエントリのビットが１
（フリー）であるかを判断し、ビットが１であると判断
した場合（ステップＳ６５）、そのフリービットマップ
５が示すビットが１だった空きセクタをライト処理に用
い（ステップＳ６６）、ステップ６８へ進む。ディスク
ドライバプログラム７は、フリービットマップ５のエン
トリのビットが０（使用中）であると判断した場合（ス
テップＳ６５）、フリービットマップ５から最終アクセ
スセクタ位置保持レジスタ８の物理セクタアドレスに最
も近い物理セクタアドレスの空きセクタを検索して（ス
テップＳ６７）、ステップＳ６８へ進む。
【００７０】ディスクドライバプログラム７は、フリー
ビットマップ５から検索した空きセクタの物理セクタア
ドレスのエントリのビットを０（使用中）にリセットす
る（ステップＳ６８）。更に、ディスクドライバプログ
ラム７は、ライト処理が要求されている論理セクタアド
レスＸに対応するアドレスマップ６のエントリ中の物理
セクタアドレスとして、検索した空きセクタの物理セク
タアドレスをセットする（ステップＳ６９）。
ビットマップ５から検索した空きセクタの物理セクタア
ドレスのエントリのビットを０（使用中）にリセットす
る（ステップＳ６８）。更に、ディスクドライバプログ
ラム７は、ライト処理が要求されている論理セクタアド
レスＸに対応するアドレスマップ６のエントリ中の物理
セクタアドレスとして、検索した空きセクタの物理セク
タアドレスをセットする（ステップＳ６９）。
【００７１】３．次に、ディスクドライバプログラム７
は、オペレーティングシステム３から転送されたデータ
を、書き込みが要求される論理セクタアドレス値Ｘと、
タイムスタンプ値保持レジスタ９が保持するタイムスタ
ンプ値Ｃとともに、検索したディスク２の空きセクタに
書き込む（ステップＳ７０）。
は、オペレーティングシステム３から転送されたデータ
を、書き込みが要求される論理セクタアドレス値Ｘと、
タイムスタンプ値保持レジスタ９が保持するタイムスタ
ンプ値Ｃとともに、検索したディスク２の空きセクタに
書き込む（ステップＳ７０）。
【００７２】４．次に、ディスクドライバプログラム７
は、タイムスタンプ値保持レジスタ９にＣ＋１なる値を
セットして、タイムスタンプ値をインクリメントした後
（ステップＳ７１）、オペレーティングシステム３にラ
イト処理の完了を通知する（ステップＳ７２）。ディス
クドライバプログラム７は、フリービットマップ５から
ライト処理を行ったセクタの物理セクタアドレスに最も
近い物理セクタアドレスの空きセクタを検索する（ステ
ップＳ７３）。
は、タイムスタンプ値保持レジスタ９にＣ＋１なる値を
セットして、タイムスタンプ値をインクリメントした後
（ステップＳ７１）、オペレーティングシステム３にラ
イト処理の完了を通知する（ステップＳ７２）。ディス
クドライバプログラム７は、フリービットマップ５から
ライト処理を行ったセクタの物理セクタアドレスに最も
近い物理セクタアドレスの空きセクタを検索する（ステ
ップＳ７３）。
【００７３】ディスクドライバプログラム７は、検索し
た空きセクタにシーク処理を行った後、そのシーク処理
を行った空きセクタの物理セクタアドレスを最終アクセ
スセクタ位置保持レジスタ８に設定して（ステップＳ７
４）、ライト処理を終了し、ステップＳ６１へ戻る。
た空きセクタにシーク処理を行った後、そのシーク処理
を行った空きセクタの物理セクタアドレスを最終アクセ
スセクタ位置保持レジスタ８に設定して（ステップＳ７
４）、ライト処理を終了し、ステップＳ６１へ戻る。
【００７４】オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ
要求待ちのディスクドライバプログラム７は、オペレー
ティングシステム３からディスク２のセクタの論理セク
タアドレスＹに対してリード処理が要求されると（ステ
ップＳ６１，Ｓ６２）、以下の処理を行う。
要求待ちのディスクドライバプログラム７は、オペレー
ティングシステム３からディスク２のセクタの論理セク
タアドレスＹに対してリード処理が要求されると（ステ
ップＳ６１，Ｓ６２）、以下の処理を行う。
【００７５】１．ディスクドライバプログラム７は、オ
ペレーティングシステム７からディスク２のセクタの論
理セクタアドレスＹに対してリード処理が要求されると
（ステップＳ６２）、アドレスマップ６からリード処理
が要求される論理セクタアドレスＹに対応する物理セク
タアドレスを検索する（ステップＳ７５）。
ペレーティングシステム７からディスク２のセクタの論
理セクタアドレスＹに対してリード処理が要求されると
（ステップＳ６２）、アドレスマップ６からリード処理
が要求される論理セクタアドレスＹに対応する物理セク
タアドレスを検索する（ステップＳ７５）。
【００７６】２．ディスクドライバプログラム７は、そ
の検索した物理セクタアドレスに対応するディスク２の
物理セクタからデータを読み取り（ステップＳ７６）、
読み取ったデータをオペレーティングシステム３に転送
する（ステップＳ７７）。ディスクドライバプログラム
７は、フリービットマップ５からリード処理を行ったセ
クタの物理セクタアドレスに最も近い物理セクタアドレ
スの空きセクタを検索する（ステップＳ７８）。
の検索した物理セクタアドレスに対応するディスク２の
物理セクタからデータを読み取り（ステップＳ７６）、
読み取ったデータをオペレーティングシステム３に転送
する（ステップＳ７７）。ディスクドライバプログラム
７は、フリービットマップ５からリード処理を行ったセ
クタの物理セクタアドレスに最も近い物理セクタアドレ
スの空きセクタを検索する（ステップＳ７８）。
【００７７】ディスクドライバプログラム７は、検索し
た空きセクタにシーク処理を行った後、そのシーク処理
を行った空きセクタの物理セクタアドレスを最終アクセ
スセクタ位置保持レジスタ８に設定して（ステップＳ７
９）、リード処理を終了し、ステップＳ６１へ戻る。な
お、ディスクドライバプログラム７の再構成処理は実施
の形態１と同様であるので、説明を省略する。
た空きセクタにシーク処理を行った後、そのシーク処理
を行った空きセクタの物理セクタアドレスを最終アクセ
スセクタ位置保持レジスタ８に設定して（ステップＳ７
９）、リード処理を終了し、ステップＳ６１へ戻る。な
お、ディスクドライバプログラム７の再構成処理は実施
の形態１と同様であるので、説明を省略する。
【００７８】このように、本実施の形態では、ディスク
ドライバプログラム７により、検索した空きセクタに書
き込み処理を行った後、フリービットマップ５から書き
込み処理を行ったセクタの物理セクタアドレスに最も近
い物理セクタアドレスの空きセクタを検索し、検索した
空きセクタにシーク処理を行い、このシーク処理を行っ
た空きセクタの物理セクタアドレスを最終アクセスセク
タ位置保持レジスタに設定するように構成したため、オ
ペレーティングシステム３から書き込み要求が来る前に
予め、検索した空きセクタにシーク処理を行うことがで
きる。このため、オペレーティングシステム３から書き
込み要求が来た時に、検索した空きセクタにシーク処理
を行うことなく、効率よく書き込みを行うことができる
ので、書き込み処理のレスポンス／スループットを向上
させることができる。
ドライバプログラム７により、検索した空きセクタに書
き込み処理を行った後、フリービットマップ５から書き
込み処理を行ったセクタの物理セクタアドレスに最も近
い物理セクタアドレスの空きセクタを検索し、検索した
空きセクタにシーク処理を行い、このシーク処理を行っ
た空きセクタの物理セクタアドレスを最終アクセスセク
タ位置保持レジスタに設定するように構成したため、オ
ペレーティングシステム３から書き込み要求が来る前に
予め、検索した空きセクタにシーク処理を行うことがで
きる。このため、オペレーティングシステム３から書き
込み要求が来た時に、検索した空きセクタにシーク処理
を行うことなく、効率よく書き込みを行うことができる
ので、書き込み処理のレスポンス／スループットを向上
させることができる。
【００７９】実施の形態５．図１２は本発明に係る実施
の形態５の情報処理システムの構成を示すブロック図で
ある。図１２において、図１と同一符号は同一又は相当
部分を示し、２１はオペレーティングシステム３とディ
スクドライバプログラム７間に設けられ、オペレーティ
ングシステム３からのディスクＩ／Ｏ要求をキューイン
グするキューバッファである。このキューバッファ２１
は、ディスク２のＩ／Ｏ処理中にオペレーティングシス
テム３から投入された新たなディスクＩ／Ｏ要求を保持
する。ディスクドライバプログラム７は、先行する処理
が終了した際に、キューバッファ２１中の処理要求に対
して次の処理を行い、ディスク２に投入するＩ／Ｏ処理
を決定する。
の形態５の情報処理システムの構成を示すブロック図で
ある。図１２において、図１と同一符号は同一又は相当
部分を示し、２１はオペレーティングシステム３とディ
スクドライバプログラム７間に設けられ、オペレーティ
ングシステム３からのディスクＩ／Ｏ要求をキューイン
グするキューバッファである。このキューバッファ２１
は、ディスク２のＩ／Ｏ処理中にオペレーティングシス
テム３から投入された新たなディスクＩ／Ｏ要求を保持
する。ディスクドライバプログラム７は、先行する処理
が終了した際に、キューバッファ２１中の処理要求に対
して次の処理を行い、ディスク２に投入するＩ／Ｏ処理
を決定する。
【００８０】ディスク２は、物理的に連続するセクタに
ライト処理を行う時、後続するセクタの処理では回転待
ち時間やシーク時間が生じないため、より高速に処理を
行えるという特性を持っている。そこで、ディスクドラ
イバプログラム７は、キューバッファ２１の先頭がライ
ト処理の場合、キューバッファ２１に含まれるライト処
理の数を調べ、フリービットマップ５の中から最終アク
セスセクタ位置保持レジスタ８の近傍を優先して、ライ
ト要求数以上に連続した空き領域を検出する。
ライト処理を行う時、後続するセクタの処理では回転待
ち時間やシーク時間が生じないため、より高速に処理を
行えるという特性を持っている。そこで、ディスクドラ
イバプログラム７は、キューバッファ２１の先頭がライ
ト処理の場合、キューバッファ２１に含まれるライト処
理の数を調べ、フリービットマップ５の中から最終アク
セスセクタ位置保持レジスタ８の近傍を優先して、ライ
ト要求数以上に連続した空き領域を検出する。
【００８１】ディスクドライバプログラム７は、キュー
バッファ２１のライト要求数以上に連続した空き領域が
存在すれば、該当領域の先頭空きセクタをキューバッフ
ァ２１中の先頭ライト要求のために用い、以降キューバ
ッファ２１に存在するライト要求を、リード要求を飛び
越えて、連続してディスク２に投入するものとする。デ
ィスクドライバプログラム７は、キューバッファ２１の
ライト要求数以上に連続した空き領域がない場合、前述
で示した実施の形態４と同様な処理を持って、キューバ
ッファ２１中の先頭ライト処理を行う。以下、具体的に
フローチャートを用いて説明する。
バッファ２１のライト要求数以上に連続した空き領域が
存在すれば、該当領域の先頭空きセクタをキューバッフ
ァ２１中の先頭ライト要求のために用い、以降キューバ
ッファ２１に存在するライト要求を、リード要求を飛び
越えて、連続してディスク２に投入するものとする。デ
ィスクドライバプログラム７は、キューバッファ２１の
ライト要求数以上に連続した空き領域がない場合、前述
で示した実施の形態４と同様な処理を持って、キューバ
ッファ２１中の先頭ライト処理を行う。以下、具体的に
フローチャートを用いて説明する。
【００８２】図１３〜図１５は本発明に係る実施の形態
５の情報処理システムにおけるディスクドライバプログ
ラムのリード／ライト処理フローを示すフローチャート
である。ディスクドライバプログラム７は、キューバッ
ファ２１に処理要求が蓄積されているか否かを判断し、
処理要求が蓄積されていると判断した場合（ステップＳ
８１）、キューバッファ２１に処理要求が到着するまで
処理を停止する（ステップＳ８２）。
５の情報処理システムにおけるディスクドライバプログ
ラムのリード／ライト処理フローを示すフローチャート
である。ディスクドライバプログラム７は、キューバッ
ファ２１に処理要求が蓄積されているか否かを判断し、
処理要求が蓄積されていると判断した場合（ステップＳ
８１）、キューバッファ２１に処理要求が到着するまで
処理を停止する（ステップＳ８２）。
【００８３】ディスクドライバプログラム７は、キュー
バッファ２１に処理要求が蓄積されていると判断した場
合（ステップＳ８１）、キューバッファ２１にライト処
理が含まれているかを検索し、そのライト処理の個数を
ｎとし（ステップＳ８３）、キューバッファ２１に蓄積
されたライト処理の個数ｎが２以上か否かを判断する
（ステップＳ８４）。ディスクドライバプログラム７
は、キューバッファ２１のライト処理の個数ｎが２以上
でない（２よりも小さい）と判断した場合（ステップＳ
８４）、キューバッファ２１の先頭要求について後述す
る図１４、１５の処理を行い、キューから抜け出す（ス
テップＳ８５）。
バッファ２１に処理要求が蓄積されていると判断した場
合（ステップＳ８１）、キューバッファ２１にライト処
理が含まれているかを検索し、そのライト処理の個数を
ｎとし（ステップＳ８３）、キューバッファ２１に蓄積
されたライト処理の個数ｎが２以上か否かを判断する
（ステップＳ８４）。ディスクドライバプログラム７
は、キューバッファ２１のライト処理の個数ｎが２以上
でない（２よりも小さい）と判断した場合（ステップＳ
８４）、キューバッファ２１の先頭要求について後述す
る図１４、１５の処理を行い、キューから抜け出す（ス
テップＳ８５）。
【００８４】ディスクドライバプログラム７は、キュー
バッファ２１のライト処理の個数ｎが２以上であると判
断した場合（ステップＳ８４）、フリービットマップ５
の中から最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８の値の
近傍を優先して、キューバッファ２１のライト要求数ｎ
が２以上の連続した空きセクタを検索する（ステップＳ
８６）。ディスクドライバプログラム７は、フリービッ
トマップ５の中から該当する連続した空きセクタを検出
しない場合（ステップＳ８７）、キューバッファ２１の
先頭要求について後述する図１４、１５の処理を行い、
キューから抜け出す（ステップＳ８８）。
バッファ２１のライト処理の個数ｎが２以上であると判
断した場合（ステップＳ８４）、フリービットマップ５
の中から最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８の値の
近傍を優先して、キューバッファ２１のライト要求数ｎ
が２以上の連続した空きセクタを検索する（ステップＳ
８６）。ディスクドライバプログラム７は、フリービッ
トマップ５の中から該当する連続した空きセクタを検出
しない場合（ステップＳ８７）、キューバッファ２１の
先頭要求について後述する図１４、１５の処理を行い、
キューから抜け出す（ステップＳ８８）。
【００８５】ディスクドライバプログラム７は、フリー
ビットマップ５の中から該当する連続した空きセクタを
検出した場合（ステップＳ８７）、最終アクセスセクタ
位置保持レジスタ８の値を検出した空きセクタの物理セ
クタアドレスに置き換える（ステップＳ８９）。ディス
クドライバプログラム７は、キューバッファ２１のライ
ト要求数ｎが０より大きいか否かを判断し、大きいと判
断した場合（ステップＳ９０）、キューバッファ２１中
のライト処理要求について後述する図１４、１５の処理
を行う。
ビットマップ５の中から該当する連続した空きセクタを
検出した場合（ステップＳ８７）、最終アクセスセクタ
位置保持レジスタ８の値を検出した空きセクタの物理セ
クタアドレスに置き換える（ステップＳ８９）。ディス
クドライバプログラム７は、キューバッファ２１のライ
ト要求数ｎが０より大きいか否かを判断し、大きいと判
断した場合（ステップＳ９０）、キューバッファ２１中
のライト処理要求について後述する図１４、１５の処理
を行う。
【００８６】その後、ディスクドライバプログラム７
は、キューから抜け出し、キューバッファ２１のライト
要求数ｎから１引いて（ステップＳ９２）、その値ｎが
０より大きいと判断した場合（ステップＳ９０）、ステ
ップＳ９１へ進み、０より小さいと判断した場合（ステ
ップＳ９０）、ステップＳ８１へ戻る。
は、キューから抜け出し、キューバッファ２１のライト
要求数ｎから１引いて（ステップＳ９２）、その値ｎが
０より大きいと判断した場合（ステップＳ９０）、ステ
ップＳ９１へ進み、０より小さいと判断した場合（ステ
ップＳ９０）、ステップＳ８１へ戻る。
【００８７】ここで、ステップＳ８５、Ｓ８８、Ｓ９１
におけるキューバッファ２１の処理要求の処理について
説明する。ディスクドライバプログラム７は、ステップ
Ｓ８５、Ｓ８８、Ｓ９１において、キューバッファ２１
の先頭要求がライト処理で有るか否かを判断し、ライト
処理であると判断すると（ステップＳ１０１）、以下の
処理を行う。 １．まず、ディスク２のセクタの論理セクタアドレスＸ
に以前書き込まれたデータは、キューバッファ２１の先
頭要求がライト処理であると、上書きされずに無効にな
る。このため、ディスクドライバプログラム７は、アド
レスマップ６からそのライト処理が要求される論理セク
タアドレスＸに対応する物理セクタアドレスを検索する
（ステップＳ１０２）。ディスクドライバプログラム７
は、アドレスマップ６からそのライト処理が要求される
論理セクタアドレスＸに対応する物理セクタアドレスを
検索すると、その検索した物理セクタアドレスに対応す
るフリービットマップ５のエントリのビットを１にセッ
トする（ステップＳ１０３）。
におけるキューバッファ２１の処理要求の処理について
説明する。ディスクドライバプログラム７は、ステップ
Ｓ８５、Ｓ８８、Ｓ９１において、キューバッファ２１
の先頭要求がライト処理で有るか否かを判断し、ライト
処理であると判断すると（ステップＳ１０１）、以下の
処理を行う。 １．まず、ディスク２のセクタの論理セクタアドレスＸ
に以前書き込まれたデータは、キューバッファ２１の先
頭要求がライト処理であると、上書きされずに無効にな
る。このため、ディスクドライバプログラム７は、アド
レスマップ６からそのライト処理が要求される論理セク
タアドレスＸに対応する物理セクタアドレスを検索する
（ステップＳ１０２）。ディスクドライバプログラム７
は、アドレスマップ６からそのライト処理が要求される
論理セクタアドレスＸに対応する物理セクタアドレスを
検索すると、その検索した物理セクタアドレスに対応す
るフリービットマップ５のエントリのビットを１にセッ
トする（ステップＳ１０３）。
【００８８】２．次に、ディスクドライバプログラム７
は、最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８に設定され
た最後にアクセスしたセクタの物理セクタアドレスに該
当するフリービットマップ５のエントリのビットが１
（フリー）であるかを判断し、ビットが１であると判断
した場合（ステップＳ１０４）、そのフリービットマッ
プ５が示すビットが１だった空きセクタをライト処理に
用い（ステップＳ１０５）、ステップ１０７へ進む。デ
ィスクドライバプログラム７は、フリービットマップ５
のエントリのビットが０（使用中）であると判断した場
合（ステップＳ１０４）、フリービットマップ５から最
終アクセスセクタ位置保持レジスタ８の物理セクタアド
レスに最も近い物理セクタアドレスの空きセクタを検索
して（ステップＳ１０６）、ステップＳ１０７へ進む。
は、最終アクセスセクタ位置保持レジスタ８に設定され
た最後にアクセスしたセクタの物理セクタアドレスに該
当するフリービットマップ５のエントリのビットが１
（フリー）であるかを判断し、ビットが１であると判断
した場合（ステップＳ１０４）、そのフリービットマッ
プ５が示すビットが１だった空きセクタをライト処理に
用い（ステップＳ１０５）、ステップ１０７へ進む。デ
ィスクドライバプログラム７は、フリービットマップ５
のエントリのビットが０（使用中）であると判断した場
合（ステップＳ１０４）、フリービットマップ５から最
終アクセスセクタ位置保持レジスタ８の物理セクタアド
レスに最も近い物理セクタアドレスの空きセクタを検索
して（ステップＳ１０６）、ステップＳ１０７へ進む。
【００８９】ディスクドライバプログラム７は、フリー
ビットマップ５から検索した空きセクタの物理セクタア
ドレスのエントリのビットを０（使用中）にリセットす
る（ステップＳ１０７）。更に、ディスクドライバプロ
グラム７は、ライト処理が要求されている論理セクタア
ドレスＸに対応するアドレスマップ６のエントリ中の物
理セクタアドレスとして、検索した空きセクタの物理セ
クタアドレスをセットする（ステップＳ１０８）。
ビットマップ５から検索した空きセクタの物理セクタア
ドレスのエントリのビットを０（使用中）にリセットす
る（ステップＳ１０７）。更に、ディスクドライバプロ
グラム７は、ライト処理が要求されている論理セクタア
ドレスＸに対応するアドレスマップ６のエントリ中の物
理セクタアドレスとして、検索した空きセクタの物理セ
クタアドレスをセットする（ステップＳ１０８）。
【００９０】３．次に、ディスクドライバプログラム７
は、オペレーティングシステム３から転送されたデータ
を、書き込みが要求される論理セクタアドレス値Ｘと、
タイムスタンプ値保持レジスタ９が保持するタイムスタ
ンプ値Ｃとともに、検索したディスク２の空きセクタに
書き込む（ステップＳ１０９）。
は、オペレーティングシステム３から転送されたデータ
を、書き込みが要求される論理セクタアドレス値Ｘと、
タイムスタンプ値保持レジスタ９が保持するタイムスタ
ンプ値Ｃとともに、検索したディスク２の空きセクタに
書き込む（ステップＳ１０９）。
【００９１】４．次に、ディスクドライバプログラム７
は、タイムスタンプ値保持レジスタ９にＣ＋１なる値を
セットして、タイムスタンプ値をインクリメントした後
（ステップＳ１１０）、オペレーティングシステム３に
ライト処理の完了を通知する（ステップＳ１１１）。デ
ィスクドライバプログラム７は、フリービットマップ５
からライト処理を行ったセクタの物理セクタアドレスに
最も近い物理セクタアドレスの空きセクタを検索する
（ステップＳ１１２）。
は、タイムスタンプ値保持レジスタ９にＣ＋１なる値を
セットして、タイムスタンプ値をインクリメントした後
（ステップＳ１１０）、オペレーティングシステム３に
ライト処理の完了を通知する（ステップＳ１１１）。デ
ィスクドライバプログラム７は、フリービットマップ５
からライト処理を行ったセクタの物理セクタアドレスに
最も近い物理セクタアドレスの空きセクタを検索する
（ステップＳ１１２）。
【００９２】ディスクドライバプログラム７は、検索し
た空きセクタにシーク処理を行った後、そのシーク処理
を行った空きセクタの物理セクタアドレスを最終アクセ
スセクタ位置保持レジスタ８に設定して（ステップＳ１
１３）、ライト処理を終了し、ステップＳ８１へ戻る。
た空きセクタにシーク処理を行った後、そのシーク処理
を行った空きセクタの物理セクタアドレスを最終アクセ
スセクタ位置保持レジスタ８に設定して（ステップＳ１
１３）、ライト処理を終了し、ステップＳ８１へ戻る。
【００９３】ディスクドライバプログラム７は、ステッ
プＳ８５、Ｓ８８、Ｓ８９において、キューバッファ２
１の先頭要求がリード処理であると判断すると（ステッ
プＳ１０１）、以下の処理を行う。 １．ディスクドライバプログラム７は、オペレーティン
グシステム７からディスク２のセクタの論理セクタアド
レスＹに対してリード処理が要求されると（ステップＳ
６２）、アドレスマップ６からリード処理が要求される
論理セクタアドレスＹに対応する物理セクタアドレスを
検索する（ステップＳ１１４）。
プＳ８５、Ｓ８８、Ｓ８９において、キューバッファ２
１の先頭要求がリード処理であると判断すると（ステッ
プＳ１０１）、以下の処理を行う。 １．ディスクドライバプログラム７は、オペレーティン
グシステム７からディスク２のセクタの論理セクタアド
レスＹに対してリード処理が要求されると（ステップＳ
６２）、アドレスマップ６からリード処理が要求される
論理セクタアドレスＹに対応する物理セクタアドレスを
検索する（ステップＳ１１４）。
【００９４】２．ディスクドライバプログラム７は、そ
の検索した物理セクタアドレスに対応するディスク２の
物理セクタからデータを読み取り（ステップＳ１１
５）、読み取ったデータをオペレーティングシステム３
に転送する（ステップＳ１１６）。ディスクドライバプ
ログラム７は、フリービットマップ５からリード処理を
行ったセクタの物理セクタアドレスに最も近い物理セク
タアドレスの空きセクタを検索する（ステップＳ１１
７）。
の検索した物理セクタアドレスに対応するディスク２の
物理セクタからデータを読み取り（ステップＳ１１
５）、読み取ったデータをオペレーティングシステム３
に転送する（ステップＳ１１６）。ディスクドライバプ
ログラム７は、フリービットマップ５からリード処理を
行ったセクタの物理セクタアドレスに最も近い物理セク
タアドレスの空きセクタを検索する（ステップＳ１１
７）。
【００９５】ディスクドライバプログラム７は、検索し
た空きセクタにシーク処理を行った後、そのシーク処理
を行った空きセクタの物理セクタアドレスを最終アクセ
スセクタ位置保持レジスタ８に設定して（ステップＳ１
１８）、リード処理を終了し、ステップＳ８１へ戻る。
なお、ディスクドライバプログラム７の再構成処理は実
施の形態１と同様であるので、説明を省略する。
た空きセクタにシーク処理を行った後、そのシーク処理
を行った空きセクタの物理セクタアドレスを最終アクセ
スセクタ位置保持レジスタ８に設定して（ステップＳ１
１８）、リード処理を終了し、ステップＳ８１へ戻る。
なお、ディスクドライバプログラム７の再構成処理は実
施の形態１と同様であるので、説明を省略する。
【００９６】このように、本実施の形態では、オペレー
ティングシステム３とディスクドライバプログラム７間
にオペレーティングシステム３からの書き込み／読み込
み処理要求を蓄積するキューバッファ２１を設け、ディ
スクドライバプログラム７が、キューバッファ２１に書
き込み処理要求が２つ以上蓄積されていると判断した場
合、フリービットマップ５から最終アクセスセクタ位置
保持レシスタ８に設定された物理セクタアドレスに最も
近く、かつ書き込み処理要求数に応じた連続した空きセ
クタを検索し、ディスクドライバプログラム７が、検索
した連続空きセクタに対してキューバッファ２１のライ
ト処理要求の処理をまとめて行うように構成したため、
ライト処理のスループットを向上させることができる。
ティングシステム３とディスクドライバプログラム７間
にオペレーティングシステム３からの書き込み／読み込
み処理要求を蓄積するキューバッファ２１を設け、ディ
スクドライバプログラム７が、キューバッファ２１に書
き込み処理要求が２つ以上蓄積されていると判断した場
合、フリービットマップ５から最終アクセスセクタ位置
保持レシスタ８に設定された物理セクタアドレスに最も
近く、かつ書き込み処理要求数に応じた連続した空きセ
クタを検索し、ディスクドライバプログラム７が、検索
した連続空きセクタに対してキューバッファ２１のライ
ト処理要求の処理をまとめて行うように構成したため、
ライト処理のスループットを向上させることができる。
【００９７】実施の形態６．図１６は本発明に係る実施
の形態６の情報処理システムにおけるディスクの空きセ
クタの配置を示す図である。図１６において、図１２と
同一符号は同一又は相当部分を示し、３１はディスク２
のトラックであり、３２は各トラック３１に配置された
空きセクタである。
の形態６の情報処理システムにおけるディスクの空きセ
クタの配置を示す図である。図１６において、図１２と
同一符号は同一又は相当部分を示し、３１はディスク２
のトラックであり、３２は各トラック３１に配置された
空きセクタである。
【００９８】実施の形態５においては、ディスク２上の
空きセクタが適度に分散されている方が、最終アクセス
セクタがどの位置であろうと、最近傍の空きセクタへの
距離が平均的に近くなるため、ライト処理のスループッ
トが向上する。そこで、本実施の形態において、ディス
クドライバプログラム７は、キューバッファ２１にリー
ド／ライト要求が蓄積されていない時、その空き時間を
利用して、図１６に示すように、ディスク２の各トラッ
ク３１に分散するように空きセクタ３２を再配置処理す
る。ここでは、最大（ｍ−ｎ）個ある空きセクタをトラ
ック数＝シリンダ数Ｎｃ×ヘッド数Ｎｈで割った個数の
空きセクタを、各トラック３１に均一に割り当てる。
空きセクタが適度に分散されている方が、最終アクセス
セクタがどの位置であろうと、最近傍の空きセクタへの
距離が平均的に近くなるため、ライト処理のスループッ
トが向上する。そこで、本実施の形態において、ディス
クドライバプログラム７は、キューバッファ２１にリー
ド／ライト要求が蓄積されていない時、その空き時間を
利用して、図１６に示すように、ディスク２の各トラッ
ク３１に分散するように空きセクタ３２を再配置処理す
る。ここでは、最大（ｍ−ｎ）個ある空きセクタをトラ
ック数＝シリンダ数Ｎｃ×ヘッド数Ｎｈで割った個数の
空きセクタを、各トラック３１に均一に割り当てる。
【００９９】このように、本実施の形態では、ディスク
ドライバプログラム７により、キューバッファ２１にリ
ード／ライト要求が蓄積されていない時、ディスク２の
各トラックに分散するように空きセクタを再配置するよ
うに構成したため、ライト処理する際のシーク距離を小
さくすることができる。このため、シーク時間を短縮す
ることができるので、ライト処理のレスポンス／スルー
プットを向上させることができる。
ドライバプログラム７により、キューバッファ２１にリ
ード／ライト要求が蓄積されていない時、ディスク２の
各トラックに分散するように空きセクタを再配置するよ
うに構成したため、ライト処理する際のシーク距離を小
さくすることができる。このため、シーク時間を短縮す
ることができるので、ライト処理のレスポンス／スルー
プットを向上させることができる。
【０１００】実施の形態７．図１７，１８は本発明に係
る実施の形態７の情報処理システムにおけるディスクの
空きセクタの配置を示す図である。図１７，１８におい
て、図１６と同一符号は同一又は相当部分を示す。本実
施の形態では、実施の形態６において、ディスク２の各
トラック３１に分散させる空きセクタ３２の理想的な配
置を、計算機システムの管理者が次の中から選択できる
ように、ディスクドライバプログラム７の再配値プログ
ラムを変更する。ディスクドライバプログラム７は、計
算機システムの管理者から選択されるライト処理の要求
頻度に基づいて空きセクタ３２の再配置処理を行う。以
下、具体的に説明する。
る実施の形態７の情報処理システムにおけるディスクの
空きセクタの配置を示す図である。図１７，１８におい
て、図１６と同一符号は同一又は相当部分を示す。本実
施の形態では、実施の形態６において、ディスク２の各
トラック３１に分散させる空きセクタ３２の理想的な配
置を、計算機システムの管理者が次の中から選択できる
ように、ディスクドライバプログラム７の再配値プログ
ラムを変更する。ディスクドライバプログラム７は、計
算機システムの管理者から選択されるライト処理の要求
頻度に基づいて空きセクタ３２の再配置処理を行う。以
下、具体的に説明する。
【０１０１】１．ディスクドライバプログラム７は、デ
ィスクＩ／Ｏにおいて、管理者からライト処理の割合が
高い旨の情報が設定されると、図１７に示すように、デ
ィスク２の外周トラック３１上に空きセクタ３２を集中
させて配置するように再配置処理を行う。これにより、
ディスク２中に連続する空きセクタ３２の領域を次の２
と３の場合よりも高くすることができるので、ライト処
理の性能を向上させることができる。
ィスクＩ／Ｏにおいて、管理者からライト処理の割合が
高い旨の情報が設定されると、図１７に示すように、デ
ィスク２の外周トラック３１上に空きセクタ３２を集中
させて配置するように再配置処理を行う。これにより、
ディスク２中に連続する空きセクタ３２の領域を次の２
と３の場合よりも高くすることができるので、ライト処
理の性能を向上させることができる。
【０１０２】２．ディスクドライバプログラム７は、デ
ィスクＩ／Ｏにおいて、ライト処理の割合が比較的高い
旨の情報が設定されると、図１８に示すように、各シリ
ンダグループ３３（同一シリンダ番号を持つセクタの集
合）について一箇所、空きセクタ３２を分配して配置す
るように再配置処理を行う。これにより、ディスク２中
に連続する空きセクタ３２を次の３の場合よりも高くす
ることができるので、ライト処理の性能を向上させるこ
とができる。
ィスクＩ／Ｏにおいて、ライト処理の割合が比較的高い
旨の情報が設定されると、図１８に示すように、各シリ
ンダグループ３３（同一シリンダ番号を持つセクタの集
合）について一箇所、空きセクタ３２を分配して配置す
るように再配置処理を行う。これにより、ディスク２中
に連続する空きセクタ３２を次の３の場合よりも高くす
ることができるので、ライト処理の性能を向上させるこ
とができる。
【０１０３】３．ディスクドライバプログラム７は、前
述した１と２の場合よりもライト処理の割合が低い旨の
情報が設定されると、図１６に示したように、各トラッ
ク３１について一箇所の割合で空きセクタ３２を分配し
て配置するように再配置処理を行う。これにより、各ト
ラック３１について空きセクタ３２が存在するので、リ
ード処理後のライト処理の時にシークを不要にすること
ができ、ライト処理の性能を向上させることができる。
述した１と２の場合よりもライト処理の割合が低い旨の
情報が設定されると、図１６に示したように、各トラッ
ク３１について一箇所の割合で空きセクタ３２を分配し
て配置するように再配置処理を行う。これにより、各ト
ラック３１について空きセクタ３２が存在するので、リ
ード処理後のライト処理の時にシークを不要にすること
ができ、ライト処理の性能を向上させることができる。
【０１０４】このように、本実施の形態では、ディスク
ドライバプログラム７により、ライト処理の要求頻度に
基づいて空きセクタ３２の再配置処理を行うように構成
したため、ライト処理の要求頻度に応じてディスク２の
各トラック３１の最適な領域に空きセクタ３２を配置す
ることができる。このため、ライト処理の性能を向上さ
せることができる。
ドライバプログラム７により、ライト処理の要求頻度に
基づいて空きセクタ３２の再配置処理を行うように構成
したため、ライト処理の要求頻度に応じてディスク２の
各トラック３１の最適な領域に空きセクタ３２を配置す
ることができる。このため、ライト処理の性能を向上さ
せることができる。
【０１０５】実施の形態８．図１９は本発明に係る実施
の形態８の情報処理システムのディスクの構成を示す図
である。図１９において、図１９において、４１はディ
スクであり、４２はディスク４１の一定の保存領域であ
り、４３〜４６は保存領域４２内に各々確保されたアド
レスマップ保存領域、フリービットマップ保存領域、タ
イムスタンプ値保存領域、有効フラグビット保存領域で
ある。
の形態８の情報処理システムのディスクの構成を示す図
である。図１９において、図１９において、４１はディ
スクであり、４２はディスク４１の一定の保存領域であ
り、４３〜４６は保存領域４２内に各々確保されたアド
レスマップ保存領域、フリービットマップ保存領域、タ
イムスタンプ値保存領域、有効フラグビット保存領域で
ある。
【０１０６】実施の形態１〜７では、情報処理装置１及
びディスク２の電源断の度に情報処理装置１のメモリ上
に構築したアドレスマップ６とフリービットマップ５，
１２、タイムスタンプ値保持レジスタ９の内容が失われ
るため、実施の形態１で説明した再構築処理を行う必要
があった。そこで、本実施の形態では、この再構築処理
の時間を省略するために、図１９に示すように、ディス
ク４１上の一定の保存領域４２を、アドレスマップ保存
領域４３、フリービットマップ保存領域４４、タイムス
タンプ値保存領域４５及び有効フラグビット保存領域４
６のために確保する。
びディスク２の電源断の度に情報処理装置１のメモリ上
に構築したアドレスマップ６とフリービットマップ５，
１２、タイムスタンプ値保持レジスタ９の内容が失われ
るため、実施の形態１で説明した再構築処理を行う必要
があった。そこで、本実施の形態では、この再構築処理
の時間を省略するために、図１９に示すように、ディス
ク４１上の一定の保存領域４２を、アドレスマップ保存
領域４３、フリービットマップ保存領域４４、タイムス
タンプ値保存領域４５及び有効フラグビット保存領域４
６のために確保する。
【０１０７】ディスクドライバプログラム７は、実施の
形態１で説明したようにディスク４１の初期化が行われ
る時、この初期化処理の処理に加え、ディスク４１に書
き込まれている内容は無効であると、ディスク４１上の
有効フラグビットに０（無効）をセットする。
形態１で説明したようにディスク４１の初期化が行われ
る時、この初期化処理の処理に加え、ディスク４１に書
き込まれている内容は無効であると、ディスク４１上の
有効フラグビットに０（無効）をセットする。
【０１０８】ディスクドライバプログラム７は、オペレ
ーティングシステム３がその動作を停止する時、情報処
理装置１のアドレスマップ６とフリービットマップ５，
１２とタイムスタンプ値保持レジスタ９の内容を、ディ
スク４１上の保存領域４２内のアドレスマップ保存領域
４４とフリービットマップ保存領域４４とタイムスタン
プ値保存領域４５に各々保存する。その後、ディスクド
ライバプログラム７は、ディスク４１上の有効フラグビ
ット１を１（有効）にセットしてからオペレーティング
システム３を停止する。以降、Ｉ／Ｏ処理は、電源断ま
でオペレーティングシステム３が停止しているため、デ
ィスク４１に対して行われない。
ーティングシステム３がその動作を停止する時、情報処
理装置１のアドレスマップ６とフリービットマップ５，
１２とタイムスタンプ値保持レジスタ９の内容を、ディ
スク４１上の保存領域４２内のアドレスマップ保存領域
４４とフリービットマップ保存領域４４とタイムスタン
プ値保存領域４５に各々保存する。その後、ディスクド
ライバプログラム７は、ディスク４１上の有効フラグビ
ット１を１（有効）にセットしてからオペレーティング
システム３を停止する。以降、Ｉ／Ｏ処理は、電源断ま
でオペレーティングシステム３が停止しているため、デ
ィスク４１に対して行われない。
【０１０９】ディスクドライバプログラム７は、ディス
ク４１及び情報処理装置１の電源が投入され、オペレー
ティングシステム３が動作を開始する時、以下の処理を
行う。１．ディスクドライバプログラム７は、最初にデ
ィスク４１上の有効フラグビットが１（有効）か０（無
効）であるかをチェックし、有効フラグビットが１にセ
ットされている時、ディスク４１のアドレスマップ保存
領域４３とフリービットマップ保存領域４４とタイムス
タンプ値保存領域４５から、アドレスマップとフリービ
ットマップとタイムスタンプ値の情報を読み出して、情
報処理装置１のメモリ上のアドレスマップ６とフリービ
ットマップ５，１２とタイムスタンプ値保持レジスタ９
にセットする。
ク４１及び情報処理装置１の電源が投入され、オペレー
ティングシステム３が動作を開始する時、以下の処理を
行う。１．ディスクドライバプログラム７は、最初にデ
ィスク４１上の有効フラグビットが１（有効）か０（無
効）であるかをチェックし、有効フラグビットが１にセ
ットされている時、ディスク４１のアドレスマップ保存
領域４３とフリービットマップ保存領域４４とタイムス
タンプ値保存領域４５から、アドレスマップとフリービ
ットマップとタイムスタンプ値の情報を読み出して、情
報処理装置１のメモリ上のアドレスマップ６とフリービ
ットマップ５，１２とタイムスタンプ値保持レジスタ９
にセットする。
【０１１０】ディスクドライバプログラム７は、有効フ
ラグビット１が０（無効）の場合、実施の形態１で説明
したように再構成処理を行う。２．次に、ディスクドラ
イバプログラム７は、ディスク４１上の有効フラグビッ
ト１を０（無効）にリセットする。これ以降、ディスク
ドライバプログラム７は、オペレーティングシステム３
の要求に従って、ディスク４１のＩ／Ｏ処理を行う。
ラグビット１が０（無効）の場合、実施の形態１で説明
したように再構成処理を行う。２．次に、ディスクドラ
イバプログラム７は、ディスク４１上の有効フラグビッ
ト１を０（無効）にリセットする。これ以降、ディスク
ドライバプログラム７は、オペレーティングシステム３
の要求に従って、ディスク４１のＩ／Ｏ処理を行う。
【０１１１】このように、本実施の形態では、ディスク
ドライバプログラム７により、オペレーティングシステ
ム３が動作を停止する時、情報処理装置１のアドレスマ
ップ６とフリービットマップ５，１２とタイムスタンプ
値保持レジスタ９の情報をディスク４１に保存してお
き、ディスクドライバプログラム７により、オペレーテ
ィングシステム３が動作を開始した時、ディスク４１か
らアドレスマップとフリービットマップとタイムスタン
プ値の情報を読み出して情報処理装置１のアドレスマッ
プ６とフリービットマップ５，１２とタイムスタンプ値
保持レジスタ９に設定するように構成したため、オペレ
ーティングシステム３停止時に情報処理装置１のメモリ
上に構築した情報が失われても、停止時に予めその情報
がディスク４１に保存され、オペレーティングシステム
３起動時にディスク４１の情報が読み出されて情報処理
装置１のメモリ上に自動的に設定される。このため、オ
ペレーティングシステム３起動時に必要な処理を大幅に
簡略化することができるので、起動時間を短縮すること
ができる。
ドライバプログラム７により、オペレーティングシステ
ム３が動作を停止する時、情報処理装置１のアドレスマ
ップ６とフリービットマップ５，１２とタイムスタンプ
値保持レジスタ９の情報をディスク４１に保存してお
き、ディスクドライバプログラム７により、オペレーテ
ィングシステム３が動作を開始した時、ディスク４１か
らアドレスマップとフリービットマップとタイムスタン
プ値の情報を読み出して情報処理装置１のアドレスマッ
プ６とフリービットマップ５，１２とタイムスタンプ値
保持レジスタ９に設定するように構成したため、オペレ
ーティングシステム３停止時に情報処理装置１のメモリ
上に構築した情報が失われても、停止時に予めその情報
がディスク４１に保存され、オペレーティングシステム
３起動時にディスク４１の情報が読み出されて情報処理
装置１のメモリ上に自動的に設定される。このため、オ
ペレーティングシステム３起動時に必要な処理を大幅に
簡略化することができるので、起動時間を短縮すること
ができる。
【０１１２】実施の形態９．本実施の形態では、実施の
形態１における論理アドレス・物理アドレス変換機構
を、通常のディスク２のライト処理高速化のための補助
装置として用いる。ある種のアプリケーションプログラ
ム４では、システムがいつ異常終了してもアプリケーシ
ョンプログラム４がライトしたデータが失われないよう
に同期書き込みを行うものがある。
形態１における論理アドレス・物理アドレス変換機構
を、通常のディスク２のライト処理高速化のための補助
装置として用いる。ある種のアプリケーションプログラ
ム４では、システムがいつ異常終了してもアプリケーシ
ョンプログラム４がライトしたデータが失われないよう
に同期書き込みを行うものがある。
【０１１３】同期書き込みとは、アプリケーションプロ
グラム４がライト処理を要求した後、オペレーティング
システム３がそれを受け付けるだけでなく、実際にディ
スク２に書き込まれるまでアプリケーションプログラム
４の実行を停止するような処理要求である。
グラム４がライト処理を要求した後、オペレーティング
システム３がそれを受け付けるだけでなく、実際にディ
スク２に書き込まれるまでアプリケーションプログラム
４の実行を停止するような処理要求である。
【０１１４】そこで、本実施の形態では、実施の形態１
に準じるディスク機構を補助的に設け、バッファディス
クとして用いる。ライト処理を行う場合は、バッファデ
ィスクにまず書き込みを行い、バッファディスクへの書
き込みが完了した時点でアプリケーションプログラム４
の実行を再開する。その処理に並行してメモリ上のバッ
ファから最適化した順序で通常の主ディスク２に書き込
み処理を行い、主ディスク２への書き込み処理が完了し
た時点で、主ディスク２の書き込んだ内容に該当するバ
ッファディスク上の対応する領域を開放する。
に準じるディスク機構を補助的に設け、バッファディス
クとして用いる。ライト処理を行う場合は、バッファデ
ィスクにまず書き込みを行い、バッファディスクへの書
き込みが完了した時点でアプリケーションプログラム４
の実行を再開する。その処理に並行してメモリ上のバッ
ファから最適化した順序で通常の主ディスク２に書き込
み処理を行い、主ディスク２への書き込み処理が完了し
た時点で、主ディスク２の書き込んだ内容に該当するバ
ッファディスク上の対応する領域を開放する。
【０１１５】図２０は本発明に係る実施の形態９の情報
処理システムの構成を示すブロック図である。図２０に
おいて、図１と同一符号は同一又は相当部分を示す。デ
ィスクドライバプログラム７は、ライト処理に関するオ
ペレーティングシステム３の振舞いを一部変更するた
め、オペレーティングシステム３の内部に構成される。
５１はバッファメモリであり、５２はバッファディスク
である。フリービットマップ５とバッファメモリ５１
は、バッファディスク５２の総セクタ数と同じ数のエン
トリが存在する。
処理システムの構成を示すブロック図である。図２０に
おいて、図１と同一符号は同一又は相当部分を示す。デ
ィスクドライバプログラム７は、ライト処理に関するオ
ペレーティングシステム３の振舞いを一部変更するた
め、オペレーティングシステム３の内部に構成される。
５１はバッファメモリであり、５２はバッファディスク
である。フリービットマップ５とバッファメモリ５１
は、バッファディスク５２の総セクタ数と同じ数のエン
トリが存在する。
【０１１６】アドレスマップ６のエントリ数は、主ディ
スク２の総セクタ数と等しい。オペレーティングシステ
ム３は、主ディスク２の総数ｎ個のセクタに対して、Ｉ
／Ｏを行う。ディスクドライバプログラム７は、バッフ
ァディスク５２を用いて書き込むべきデータを電源断に
絶える形でバッファリングし、書き込み処理終了をより
早くアプリケーションプログラム４に伝える。
スク２の総セクタ数と等しい。オペレーティングシステ
ム３は、主ディスク２の総数ｎ個のセクタに対して、Ｉ
／Ｏを行う。ディスクドライバプログラム７は、バッフ
ァディスク５２を用いて書き込むべきデータを電源断に
絶える形でバッファリングし、書き込み処理終了をより
早くアプリケーションプログラム４に伝える。
【０１１７】図２１は図２０に示すバッファディスク５
２のセクタの構造を示す図、図２２は図２０に示す主デ
ィスクのセクタの構造を示す図である。ディスクドライ
バプログラム７は、バッファディスク５２及び主ディス
ク２を始めて使用する時、次の初期化処理を行ってから
バッファディスク５２と主ディスク２を使用する。
２のセクタの構造を示す図、図２２は図２０に示す主デ
ィスクのセクタの構造を示す図である。ディスクドライ
バプログラム７は、バッファディスク５２及び主ディス
ク２を始めて使用する時、次の初期化処理を行ってから
バッファディスク５２と主ディスク２を使用する。
【０１１８】ディスクドライバプログラム７は、バッフ
ァディスク５２の各セクタのタイムスタンプフィールド
に０を設定し、更に、保存領域５３内の有効フラグビッ
ト保存領域５４の有効フラグビットに１（有効）を設定
し、タイムスタンプ値保存領域５５のタイムスタンプ値
に１を設定する。初期化処理以降、以下の手順に従って
Ｉ／Ｏ処理並びにシステムの起動時の処理を行う。
ァディスク５２の各セクタのタイムスタンプフィールド
に０を設定し、更に、保存領域５３内の有効フラグビッ
ト保存領域５４の有効フラグビットに１（有効）を設定
し、タイムスタンプ値保存領域５５のタイムスタンプ値
に１を設定する。初期化処理以降、以下の手順に従って
Ｉ／Ｏ処理並びにシステムの起動時の処理を行う。
【０１１９】図２３は図２０に示す情報処理システムの
電源投入直後の処理フローを示すフローチャートであ
る。計算機システムに電源が投入され、オペレーション
を始動する時、以下の初期化処理を行う。 １．ディスクドライバプログラム７は、フリービットマ
ップ５のビットに全て１（フリー）をセットする（ステ
ップＳ１２１）。 ２．ディスクドライバプログラム７は、アドレスマップ
６の物理セクタアドレスフィールドに全てセットし、ア
ドレスマップ６のタイムスタンプフィールドに全て０を
セットする（ステップＳ１２１）。３．ディスクドライ
バプログラム７は、タイムスタンプ値保持レジスタ９に
バッファディスク５２から読み込んだタイムスタンプ値
をセットする（ステップＳ１２２）。
電源投入直後の処理フローを示すフローチャートであ
る。計算機システムに電源が投入され、オペレーション
を始動する時、以下の初期化処理を行う。 １．ディスクドライバプログラム７は、フリービットマ
ップ５のビットに全て１（フリー）をセットする（ステ
ップＳ１２１）。 ２．ディスクドライバプログラム７は、アドレスマップ
６の物理セクタアドレスフィールドに全てセットし、ア
ドレスマップ６のタイムスタンプフィールドに全て０を
セットする（ステップＳ１２１）。３．ディスクドライ
バプログラム７は、タイムスタンプ値保持レジスタ９に
バッファディスク５２から読み込んだタイムスタンプ値
をセットする（ステップＳ１２２）。
【０１２０】更に、ディスクドライバプログラム７は、
バッファディスク５２の保存領域５３の有効フラグビッ
ト保存領域５４から正常終了フラグ値を読み出す（ステ
ップＳ１２３）。ディスクドライバプログラム７は、バ
ッファディスク５２の有効フラグビット保存領域５４か
ら読み出した正常終了フラグ値が１（有効）であると判
断した場合（ステップＳ１２４）、前回正常に終了して
いることを示しているので、即ち、後述する図２４，２
５に示すＩ／Ｏ処理受付状態となる（ステップＳ１２
５）。ディスクドライバプログラム７は、バッファディ
スク５２の有効フラグビット保存領域５４から読み出し
た正常終了フラグ値が０（無効）であると判断した場合
（ステップＳ１２４）、前回異常終了しているを示して
いるので、後述する図２７，２８に示す復旧処理を行
う。
バッファディスク５２の保存領域５３の有効フラグビッ
ト保存領域５４から正常終了フラグ値を読み出す（ステ
ップＳ１２３）。ディスクドライバプログラム７は、バ
ッファディスク５２の有効フラグビット保存領域５４か
ら読み出した正常終了フラグ値が１（有効）であると判
断した場合（ステップＳ１２４）、前回正常に終了して
いることを示しているので、即ち、後述する図２４，２
５に示すＩ／Ｏ処理受付状態となる（ステップＳ１２
５）。ディスクドライバプログラム７は、バッファディ
スク５２の有効フラグビット保存領域５４から読み出し
た正常終了フラグ値が０（無効）であると判断した場合
（ステップＳ１２４）、前回異常終了しているを示して
いるので、後述する図２７，２８に示す復旧処理を行
う。
【０１２１】図２４，２５は図２０に示す情報処理シス
テムのライト処理／リード処理フローを示すフローチャ
ートである。Ｉ／Ｏ処理受付状態において、アプリケー
ションプログラム４から要求されたライト処理は、次の
ように処理される。 １．オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ要求待ち
のディスクドライバプログラム７は、オペレーティング
システム３からライト処理が要求されると（ステップＳ
１３２）、フリービットマップ５を検索し、エントリの
ビットに１（フリー）が設定されている空きセクタが有
るかを検索する（ステップＳ１３３）。
テムのライト処理／リード処理フローを示すフローチャ
ートである。Ｉ／Ｏ処理受付状態において、アプリケー
ションプログラム４から要求されたライト処理は、次の
ように処理される。 １．オペレーティングシステム３からのＩ／Ｏ要求待ち
のディスクドライバプログラム７は、オペレーティング
システム３からライト処理が要求されると（ステップＳ
１３２）、フリービットマップ５を検索し、エントリの
ビットに１（フリー）が設定されている空きセクタが有
るかを検索する（ステップＳ１３３）。
【０１２２】ディスクドライバプログラム７は、空きセ
クタがない場合、後述する処理により空きセクタが生成
されるまで待つ（ステップＳ１３４）。ディスクドライ
バプログラム７は、フリービットマップ５から最終アク
セスセクタ位置保持レジスタ８の値に最も近いビットに
１が設定されているエントリの空きセクタをを検索する
（ステップＳ１３５）。ディスクドライバプログラム７
は、空きセクタが検索された場合、フリービットマップ
５の該当するエントリのビットを０（使用中）にセット
する（ステップＳ１３６）。
クタがない場合、後述する処理により空きセクタが生成
されるまで待つ（ステップＳ１３４）。ディスクドライ
バプログラム７は、フリービットマップ５から最終アク
セスセクタ位置保持レジスタ８の値に最も近いビットに
１が設定されているエントリの空きセクタをを検索する
（ステップＳ１３５）。ディスクドライバプログラム７
は、空きセクタが検索された場合、フリービットマップ
５の該当するエントリのビットを０（使用中）にセット
する（ステップＳ１３６）。
【０１２３】２．ディスクドライバプログラム７は、探
し出した空きセクタに対応するバッファメモリ５１にオ
ペレーティングシステム３からのデータ内容を書き込む
（ステップＳ１３７）。 ３．ディスクドライバプログラム７は、ライト処理を要
求している論理セクタアドレスに対応するエントリの物
理セクタアドレスをアドレスマップ６から検索し、その
検索したエントリの物理セクタアドレスフィールドに、
フリービットマップ５の空きセクタの物理セクタアドレ
スをセットし、タイムスタンプ値保持レジスタ９の値を
その検索したアドレスマップ６のエントリのタイムスタ
ンプフィールドにセットする（ステップＳ１３８）。
し出した空きセクタに対応するバッファメモリ５１にオ
ペレーティングシステム３からのデータ内容を書き込む
（ステップＳ１３７）。 ３．ディスクドライバプログラム７は、ライト処理を要
求している論理セクタアドレスに対応するエントリの物
理セクタアドレスをアドレスマップ６から検索し、その
検索したエントリの物理セクタアドレスフィールドに、
フリービットマップ５の空きセクタの物理セクタアドレ
スをセットし、タイムスタンプ値保持レジスタ９の値を
その検索したアドレスマップ６のエントリのタイムスタ
ンプフィールドにセットする（ステップＳ１３８）。
【０１２４】４．ディスクドライバプログラム７は、フ
リービットマップ５の検索したエントリの空きセクタに
対応するバッファディスク５２の空きセクタに、ライト
処理要求されている論理セクタアドレスとオペレーティ
ングシステム３からのデータと、現在のタイムスタンプ
値保持レジスタ９の値を書き込む（ステップＳ１３
９）。 ５．ディスクドライバプログラム７は、タイムスタンプ
値保持レジスタ９の値を１インクリメントする（ステッ
プＳ１４０）。 ６．ディスクドライバプログラム７は、ライト処理が完
了した旨をオペレーティングシステム３に通知して（ス
テップＳ１４１）、ライト処理を終了する。
リービットマップ５の検索したエントリの空きセクタに
対応するバッファディスク５２の空きセクタに、ライト
処理要求されている論理セクタアドレスとオペレーティ
ングシステム３からのデータと、現在のタイムスタンプ
値保持レジスタ９の値を書き込む（ステップＳ１３
９）。 ５．ディスクドライバプログラム７は、タイムスタンプ
値保持レジスタ９の値を１インクリメントする（ステッ
プＳ１４０）。 ６．ディスクドライバプログラム７は、ライト処理が完
了した旨をオペレーティングシステム３に通知して（ス
テップＳ１４１）、ライト処理を終了する。
【０１２５】図２６は図２０に示すディスクドライバプ
ログラムのライト処理と並行して行う処理フローを示す
フローチャートである。以上のライト処理と並行して、
ディスクドライバプログラム７は、以下の処理を行う。 １．ディスクドライバプログラム７は、オペレーティン
グシステム３からのライト要求をバッファディスク５２
に記憶するために、一定時間の経過を待つ（ステップＳ
１５１）。 ２．ディスクドライバプログラム７は、アドレスマップ
６のエントリを論理セクタアドレスの０から昇順に調べ
ていき（ステップＳ１５２）、アドレスマップ６のエン
トリ中の論理セクタアドレスのエントリについて、タイ
ムスタンプ値として０より大きな数字がセットされてい
るか否かを判断し、０より大きな数字がセットされてい
ると判断した場合（ステップＳ１５３）、次の処理を行
う。
ログラムのライト処理と並行して行う処理フローを示す
フローチャートである。以上のライト処理と並行して、
ディスクドライバプログラム７は、以下の処理を行う。 １．ディスクドライバプログラム７は、オペレーティン
グシステム３からのライト要求をバッファディスク５２
に記憶するために、一定時間の経過を待つ（ステップＳ
１５１）。 ２．ディスクドライバプログラム７は、アドレスマップ
６のエントリを論理セクタアドレスの０から昇順に調べ
ていき（ステップＳ１５２）、アドレスマップ６のエン
トリ中の論理セクタアドレスのエントリについて、タイ
ムスタンプ値として０より大きな数字がセットされてい
るか否かを判断し、０より大きな数字がセットされてい
ると判断した場合（ステップＳ１５３）、次の処理を行
う。
【０１２６】ディスクドライバプログラム７は、そのタ
イムスタンプ値して大きな数字がセットされていたエン
トリの論理セクタアドレスフィールドの値をＡとし、物
理セクタアドレスフィールドの値をＸとし、物理セクタ
アドレスＸに対応するバッファメモリ５１の内容を、主
ディスク２の論理セクタアドレスＡに書き込む（ステッ
プＳ１５４）。
イムスタンプ値して大きな数字がセットされていたエン
トリの論理セクタアドレスフィールドの値をＡとし、物
理セクタアドレスフィールドの値をＸとし、物理セクタ
アドレスＸに対応するバッファメモリ５１の内容を、主
ディスク２の論理セクタアドレスＡに書き込む（ステッ
プＳ１５４）。
【０１２７】更に、ディスクドライバプログラム７は、
フリービットマップ５の物理セクタアドレスＸのエント
リのビットを０にセットし、アドレスマップ６の論理セ
クタアドレスＡのエントリのタイムスタンプ値を０にセ
ットする（ステップＳ１５５）。ディスクドライバプロ
グラム７は、論理セクタアドレスｉに１を加えて（ステ
ップＳ１５６）、その値がアドレスマップ６の総エント
リ数−１よりも大きいか否かを判断し、大きかった場合
（ステップＳ１５７）、ステップＳ１５１へ戻り、小さ
かった場合（ステップＳ１５７）、ステップＳ１５３へ
戻る。ディスクドライバプログラム７は、このバッファ
メモリ５１の内容を主ディスク２へ書き込む処理を、ア
ドレスマップ６の全エントリについて論理セクタアドレ
スの０から順番に行う。
フリービットマップ５の物理セクタアドレスＸのエント
リのビットを０にセットし、アドレスマップ６の論理セ
クタアドレスＡのエントリのタイムスタンプ値を０にセ
ットする（ステップＳ１５５）。ディスクドライバプロ
グラム７は、論理セクタアドレスｉに１を加えて（ステ
ップＳ１５６）、その値がアドレスマップ６の総エント
リ数−１よりも大きいか否かを判断し、大きかった場合
（ステップＳ１５７）、ステップＳ１５１へ戻り、小さ
かった場合（ステップＳ１５７）、ステップＳ１５３へ
戻る。ディスクドライバプログラム７は、このバッファ
メモリ５１の内容を主ディスク２へ書き込む処理を、ア
ドレスマップ６の全エントリについて論理セクタアドレ
スの０から順番に行う。
【０１２８】Ｉ／Ｏ処理受付状態において、アプリケー
ションプログラム４から要求されたリード処理は、次の
ように処理される。以下、図２４のフローチャートを用
いて説明する。 １．ディスクドライバプログラム７は、リードが要求さ
れているセクタの論理セクタアドレスをＸとした場合
は、論理セクタアドレス＝Ｘなるエントリをアドレスマ
ップ６から選択する。
ションプログラム４から要求されたリード処理は、次の
ように処理される。以下、図２４のフローチャートを用
いて説明する。 １．ディスクドライバプログラム７は、リードが要求さ
れているセクタの論理セクタアドレスをＸとした場合
は、論理セクタアドレス＝Ｘなるエントリをアドレスマ
ップ６から選択する。
【０１２９】２．ディスクドライバプログラム７は、ア
ドレスマップ６の論理セクタアドレスＸに該当するエン
トリのタイムスタンプ値が０で有るか否かを判断し、タ
イムスタンプ値が０であると判断した場合（ステップＳ
１４２）、バッファメモリ５１には該当するデータが保
持されておらず、主ディスク２に該当するデータが書き
込まれているので、該当するセクタのリード処理を主デ
ィスク２に要求する（ステップＳ１４３）。処理の終了
後、ディスクドライバプログラム７は、リード処理を要
求したデータを主ディスク２から読み出し、オペレーテ
ィングシステム３を経由して（ステップＳＳ１４４）、
プリケーションプログラム４に渡す。
ドレスマップ６の論理セクタアドレスＸに該当するエン
トリのタイムスタンプ値が０で有るか否かを判断し、タ
イムスタンプ値が０であると判断した場合（ステップＳ
１４２）、バッファメモリ５１には該当するデータが保
持されておらず、主ディスク２に該当するデータが書き
込まれているので、該当するセクタのリード処理を主デ
ィスク２に要求する（ステップＳ１４３）。処理の終了
後、ディスクドライバプログラム７は、リード処理を要
求したデータを主ディスク２から読み出し、オペレーテ
ィングシステム３を経由して（ステップＳＳ１４４）、
プリケーションプログラム４に渡す。
【０１３０】３．ディスクドライバプログラム７は、ア
ドレスマップ６の論理セクタアドレスＸに該当するエン
トリのタイムスタンプ値が１以上である場合（ステップ
Ｓ１４２）、主ディスク２に該当するデータが未だ書き
込まれていないが、バッファメモリ５１に該当するデー
タが保持されているので、アドレスマップ６のリード処
理が要求されている物理セクタアドレスフィールドの値
に対応するバッファメモリ５１上のデータをオペレティ
ーングシステム３を経由してアプリケーションプログラ
ム４に渡す（ステップＳ１４５）。
ドレスマップ６の論理セクタアドレスＸに該当するエン
トリのタイムスタンプ値が１以上である場合（ステップ
Ｓ１４２）、主ディスク２に該当するデータが未だ書き
込まれていないが、バッファメモリ５１に該当するデー
タが保持されているので、アドレスマップ６のリード処
理が要求されている物理セクタアドレスフィールドの値
に対応するバッファメモリ５１上のデータをオペレティ
ーングシステム３を経由してアプリケーションプログラ
ム４に渡す（ステップＳ１４５）。
【０１３１】ディスクドライバプログラム７は、オペレ
ーティングシステム３が停止する時、図２６で説明した
バッファメモリ５１の内容を主ディスク２に書き込む処
理を行い、主ディスク２に書き込むべきデータを全て書
き込む。更に、ディスクドライバプログラム７は、正常
終了した旨を示すため、バッファディスク５２に残って
いるデータはないので、バッファディスク５２上のタイ
ムスタンプ値保存領域５５の正常終了フラグを１（有
効）にセットし、タイムスタンプ値保持レジスタ９の値
をバッファディスク５２のタイムスタンプ値保存領域５
５に書き込む。
ーティングシステム３が停止する時、図２６で説明した
バッファメモリ５１の内容を主ディスク２に書き込む処
理を行い、主ディスク２に書き込むべきデータを全て書
き込む。更に、ディスクドライバプログラム７は、正常
終了した旨を示すため、バッファディスク５２に残って
いるデータはないので、バッファディスク５２上のタイ
ムスタンプ値保存領域５５の正常終了フラグを１（有
効）にセットし、タイムスタンプ値保持レジスタ９の値
をバッファディスク５２のタイムスタンプ値保存領域５
５に書き込む。
【０１３２】図２７，２８は図２０に示すディスクドラ
イバプログラムの電源投入直後の復旧処理フローを示す
フローチャートである。ディスクドライバプログラム７
は、システムが起動し、バッファディスク５２上の正常
終了フラグを確認した時にその値が０（無効）であった
場合、以下の処理により復旧を行う。 １．ディスクドライバプログラム７は、バッファディス
ク５２の全セクタのセクタ内容を先頭（物理セクタアド
レス０）から読み出し（ステップＳ１６１）、アドレス
マップ６の再構成を行う。ディスクドライバプログラム
７は、バッファディスク５２から読み出したタイムスタ
ンプ値が１以上か否かを判断し、１以上の場合（ステッ
プＳ１６２）、ステップＳ１６３へ進み、１以上でない
場合（ステップＳ１６２）、ステップＳ１６９へ進む。
イバプログラムの電源投入直後の復旧処理フローを示す
フローチャートである。ディスクドライバプログラム７
は、システムが起動し、バッファディスク５２上の正常
終了フラグを確認した時にその値が０（無効）であった
場合、以下の処理により復旧を行う。 １．ディスクドライバプログラム７は、バッファディス
ク５２の全セクタのセクタ内容を先頭（物理セクタアド
レス０）から読み出し（ステップＳ１６１）、アドレス
マップ６の再構成を行う。ディスクドライバプログラム
７は、バッファディスク５２から読み出したタイムスタ
ンプ値が１以上か否かを判断し、１以上の場合（ステッ
プＳ１６２）、ステップＳ１６３へ進み、１以上でない
場合（ステップＳ１６２）、ステップＳ１６９へ進む。
【０１３３】ディスクドライバプログラム７は、バッフ
ァディスク５２から読み出したタイムスタンプ値が１以
上で、かつそれに対応するアドレスマップ５中のエント
リのタイムスタンプ値が０か否かを判断し、対応するア
ドレスマップ６中のエントリのタイムスタンプ値が０で
あると判断した場合（ステップＳ１６３）、主ディスク
２から読み出したタイムスタンプ値とそのセクタの物理
セクタアドレスをアドレスマップ６の該当するエントリ
にセットする（ステップＳ１６４）。
ァディスク５２から読み出したタイムスタンプ値が１以
上で、かつそれに対応するアドレスマップ５中のエント
リのタイムスタンプ値が０か否かを判断し、対応するア
ドレスマップ６中のエントリのタイムスタンプ値が０で
あると判断した場合（ステップＳ１６３）、主ディスク
２から読み出したタイムスタンプ値とそのセクタの物理
セクタアドレスをアドレスマップ６の該当するエントリ
にセットする（ステップＳ１６４）。
【０１３４】ディスクドライバプログラム７は、対応す
るアドレスマップ６中のエントリのタイムスタンプ値が
１以上であると判断した場合（ステップＳ１６３）、対
応するアドレスマップ６のタイムスタンプ値と主ディス
ク２から読み出したタイムスタンプ値を比較し、アドレ
スマップ６のタイムスタンプ値が読み出したタイムスタ
ンプ値よりも小さいと判断した場合（ステップＳ１６
５）、ステップＳ１６４へ進み、読み出したタイムスタ
ンプ値がアドレスマップ６のタイムスタンプ値よりも大
きいと判断した場合（ステップＳ１６５）、ステップＳ
１６９へ進む。
るアドレスマップ６中のエントリのタイムスタンプ値が
１以上であると判断した場合（ステップＳ１６３）、対
応するアドレスマップ６のタイムスタンプ値と主ディス
ク２から読み出したタイムスタンプ値を比較し、アドレ
スマップ６のタイムスタンプ値が読み出したタイムスタ
ンプ値よりも小さいと判断した場合（ステップＳ１６
５）、ステップＳ１６４へ進み、読み出したタイムスタ
ンプ値がアドレスマップ６のタイムスタンプ値よりも大
きいと判断した場合（ステップＳ１６５）、ステップＳ
１６９へ進む。
【０１３５】ディスクドライバプログラム７は、ステッ
プＳ１６４でタイムスタンプ値と物理セクタアドレスを
アドレスマップ６にセットした後、主ディスク２から読
み出したセクタの物理セクタアドレスに対応するフリー
ビットマップ５のエントリのビットを０（使用中）にセ
ットする（ステップＳ１６５）。ディスクドライバプロ
グラム７は、対象にしている物理セクタアドレス＋１ｎ
なるセクタが主ディスクに有るか否かを判断し、セクタ
が主ディスク２に有る場合（ステップＳ１６６）、その
セクタを主ディスク２から読み出してステップＳ１６２
に戻る。ディスクドライバプログラム７は、対象にして
いる物理セクタアドレス＋１ｎなるセクタが主ディスク
２にないと判断した場合（ステップＳ１６６）、ステッ
プＳ１６９へ進む。
プＳ１６４でタイムスタンプ値と物理セクタアドレスを
アドレスマップ６にセットした後、主ディスク２から読
み出したセクタの物理セクタアドレスに対応するフリー
ビットマップ５のエントリのビットを０（使用中）にセ
ットする（ステップＳ１６５）。ディスクドライバプロ
グラム７は、対象にしている物理セクタアドレス＋１ｎ
なるセクタが主ディスクに有るか否かを判断し、セクタ
が主ディスク２に有る場合（ステップＳ１６６）、その
セクタを主ディスク２から読み出してステップＳ１６２
に戻る。ディスクドライバプログラム７は、対象にして
いる物理セクタアドレス＋１ｎなるセクタが主ディスク
２にないと判断した場合（ステップＳ１６６）、ステッ
プＳ１６９へ進む。
【０１３６】２．上記処理が全てのセクタについて行わ
れた後、ディスクドライバプログラム７は、アドレスマ
ップ６の全エントリを、論理セクタアドレスの０から昇
順に調べていき（ステップＳ１６９）、対応するアドレ
スマップ６のエントリのタイムスタンプ値が１以上であ
ると判断した場合（ステップＳ１７０）、バッファディ
スク５２から主ディスク２に書き戻していないデータが
あるので、その論理セクタアドレスフィールドの示すセ
クタのデータを、バッファディスク５２のセクタＸから
主ディスク２のセクタｉに書き戻す（ステップＳ１７
１）。
れた後、ディスクドライバプログラム７は、アドレスマ
ップ６の全エントリを、論理セクタアドレスの０から昇
順に調べていき（ステップＳ１６９）、対応するアドレ
スマップ６のエントリのタイムスタンプ値が１以上であ
ると判断した場合（ステップＳ１７０）、バッファディ
スク５２から主ディスク２に書き戻していないデータが
あるので、その論理セクタアドレスフィールドの示すセ
クタのデータを、バッファディスク５２のセクタＸから
主ディスク２のセクタｉに書き戻す（ステップＳ１７
１）。
【０１３７】ディスクドライバプログラム７は、主ディ
スク２のセクタｉに１を加えて（ステップＳ１７２）、
その値がアドレスマップ６のエントリ数−１よりも大き
いか否かを判断し、大きいと判断した場合（ステップＳ
１７３）、ステップＳ１７４へ進み、小さいと判断した
場合（ステップＳ１７３）、ステップＳ１７０へ戻る。
このバッファディスク５２の内容を主ディスク２に書き
込む処理は、アドレスマップ６の全てのエントリについ
て行う。
スク２のセクタｉに１を加えて（ステップＳ１７２）、
その値がアドレスマップ６のエントリ数−１よりも大き
いか否かを判断し、大きいと判断した場合（ステップＳ
１７３）、ステップＳ１７４へ進み、小さいと判断した
場合（ステップＳ１７３）、ステップＳ１７０へ戻る。
このバッファディスク５２の内容を主ディスク２に書き
込む処理は、アドレスマップ６の全てのエントリについ
て行う。
【０１３８】３．ディスクドライバプログラム７は、ア
ドレスマップ６の全てのエントリについて、最大のタイ
ムスタンプ値を検索し、その＋１をタイムスタンプ値保
持レジスタ９にセットする（ステップＳ１７４）。 ４．ディスクドライバプログラム７は、フリービットマ
ップ５のビットに全て１（フリー）をセットし（ステッ
プＳ１７４）、アドレスマップ６の物理セクタアドレス
フィールドに全て０をセットし、アドレスマップ６のタ
イムスタンプフィールドに全て０をセットして（ステッ
プＳ１７５）、復旧処理を終了する。 ５．ディスクドライバプログラム７は、オペレーティン
グシステム３からのＩ／Ｏ処理待ち状態に入る。
ドレスマップ６の全てのエントリについて、最大のタイ
ムスタンプ値を検索し、その＋１をタイムスタンプ値保
持レジスタ９にセットする（ステップＳ１７４）。 ４．ディスクドライバプログラム７は、フリービットマ
ップ５のビットに全て１（フリー）をセットし（ステッ
プＳ１７４）、アドレスマップ６の物理セクタアドレス
フィールドに全て０をセットし、アドレスマップ６のタ
イムスタンプフィールドに全て０をセットして（ステッ
プＳ１７５）、復旧処理を終了する。 ５．ディスクドライバプログラム７は、オペレーティン
グシステム３からのＩ／Ｏ処理待ち状態に入る。
【０１３９】このように、本実施の形態では、情報処理
装置１にバッファメモリ５１を設け、ディスクドライバ
プログラム７により、ライト処理要求されるオペレーテ
ィングシステム３からの情報をバッファメモリ５１に書
き込んでおき、ディスクドライバプログラム７により、
ディスク２にライト処理要求される情報が全て書き込ま
れていないと判断した場合、バッファメモリ５１から情
報を読み出してディスク２に書き込むように構成するこ
とにより、ディスク２にライト処理要求される情報が全
て書き込まれていなくても、予め書き込んでおいたバッ
ファメモリ５１から情報を読み出してディスク２に書き
込むことができる。
装置１にバッファメモリ５１を設け、ディスクドライバ
プログラム７により、ライト処理要求されるオペレーテ
ィングシステム３からの情報をバッファメモリ５１に書
き込んでおき、ディスクドライバプログラム７により、
ディスク２にライト処理要求される情報が全て書き込ま
れていないと判断した場合、バッファメモリ５１から情
報を読み出してディスク２に書き込むように構成するこ
とにより、ディスク２にライト処理要求される情報が全
て書き込まれていなくても、予め書き込んでおいたバッ
ファメモリ５１から情報を読み出してディスク２に書き
込むことができる。
【０１４０】本実施の形態では、情報処理装置１に接続
されるバッファディスク５２を設け、ディスクドライバ
プログラム７により、ライト処理要求されるオペレーテ
ィングシステム３からの情報をバッファディスク５２に
書き込んでおき、ディスクドライバプログラム７によ
り、オペレーティングシステム３が動作を開始した時、
バッファディスク５２から情報を読み出してディスク２
に書き込むように構成することにより、オペレーティン
グシステム３が停止してディスク２にライト処理要求さ
れるデータが全て書き込まれていなくても、オペレーテ
ィングシステム３を起動させた時、予め書き込んでおい
たバッファディスク５２から情報を読み出してディスク
２に書き込むことができる。
されるバッファディスク５２を設け、ディスクドライバ
プログラム７により、ライト処理要求されるオペレーテ
ィングシステム３からの情報をバッファディスク５２に
書き込んでおき、ディスクドライバプログラム７によ
り、オペレーティングシステム３が動作を開始した時、
バッファディスク５２から情報を読み出してディスク２
に書き込むように構成することにより、オペレーティン
グシステム３が停止してディスク２にライト処理要求さ
れるデータが全て書き込まれていなくても、オペレーテ
ィングシステム３を起動させた時、予め書き込んでおい
たバッファディスク５２から情報を読み出してディスク
２に書き込むことができる。
【０１４１】本実施の形態では、データの書き込みを保
証する同期書き込みにおいて、シーク処理が不要か、あ
るいは短時間で済むバッファディスク５２にまず書き込
むように構成したため、アプリケーションプログラム４
が停止を求められる時間を短縮することができる。ま
た、バッファメモリ５１から主ディスク５１にデータを
まとめて書き移す際には、より多くのＩ／Ｏ要求につい
てライト処理をまとめて行うことができるので、Ｉ／Ｏ
要求のソート処理等、シーク距離を短縮するための手法
を有効に働かすことができ、主ディスク２の書き込みス
ループットを向上させることができる。
証する同期書き込みにおいて、シーク処理が不要か、あ
るいは短時間で済むバッファディスク５２にまず書き込
むように構成したため、アプリケーションプログラム４
が停止を求められる時間を短縮することができる。ま
た、バッファメモリ５１から主ディスク５１にデータを
まとめて書き移す際には、より多くのＩ／Ｏ要求につい
てライト処理をまとめて行うことができるので、Ｉ／Ｏ
要求のソート処理等、シーク距離を短縮するための手法
を有効に働かすことができ、主ディスク２の書き込みス
ループットを向上させることができる。
【０１４２】なお、実施の形態９においては、実施の形
態７と同様の空きセクタの配置に近付けるべく、バッフ
ァディスク５２に対する処理がない時に、その空き時間
を利用して空きセクタ再配置ルーチンを動作させるよう
に構成してもよい。。即ち、主ディスク２中の空きセク
タをより外周トラック上に再配置して構成してもよい。
この時、バッファディスク５２への処理要求は、前述し
た復旧処理時以外全てライト処理であるため、Ｉ／Ｏ処
理が高速になる外周トラック上の連続する物理セクタア
ドレスに空きセクタを集中させ、連続してライト処理を
行うことができる。このため、ライト性能を向上させる
ことができる。
態７と同様の空きセクタの配置に近付けるべく、バッフ
ァディスク５２に対する処理がない時に、その空き時間
を利用して空きセクタ再配置ルーチンを動作させるよう
に構成してもよい。。即ち、主ディスク２中の空きセク
タをより外周トラック上に再配置して構成してもよい。
この時、バッファディスク５２への処理要求は、前述し
た復旧処理時以外全てライト処理であるため、Ｉ／Ｏ処
理が高速になる外周トラック上の連続する物理セクタア
ドレスに空きセクタを集中させ、連続してライト処理を
行うことができる。このため、ライト性能を向上させる
ことができる。
【０１４３】
【発明の効果】請求項１記載の発明によれば、ディスク
のセクタにデータを書き込む際、最後にアクセスしたセ
クタの最も近くの空きセクタについてデータを書き込む
ように構成することにより、ディスクに対する書き込む
処理を、現在のヘッド位置（最後にアクセスしたヘッド
位置）に最も近い空きセクタに対して行うことができる
ため、データを書き込む際のシーク処理時間を短縮する
ことができ、書き込み処理のスループットを向上させる
ことができるという効果がある。
のセクタにデータを書き込む際、最後にアクセスしたセ
クタの最も近くの空きセクタについてデータを書き込む
ように構成することにより、ディスクに対する書き込む
処理を、現在のヘッド位置（最後にアクセスしたヘッド
位置）に最も近い空きセクタに対して行うことができる
ため、データを書き込む際のシーク処理時間を短縮する
ことができ、書き込み処理のスループットを向上させる
ことができるという効果がある。
【０１４４】請求項２記載の発明によれば、請求項１記
載の発明において、アドレスマップの論理セクタ数に対
応するオペレーティングシステムに提供するセクタ数
を、ディスクが実際に保存するセクタ数よりも小さくな
るように設定することにより、ディスクに常に一定量の
空きセクタを存在させることができるため、書き込み処
理時に空きセクタを検索するときにより多くの空きセク
タから最適なものを選択することができるという効果が
ある。
載の発明において、アドレスマップの論理セクタ数に対
応するオペレーティングシステムに提供するセクタ数
を、ディスクが実際に保存するセクタ数よりも小さくな
るように設定することにより、ディスクに常に一定量の
空きセクタを存在させることができるため、書き込み処
理時に空きセクタを検索するときにより多くの空きセク
タから最適なものを選択することができるという効果が
ある。
【０１４５】請求項３記載の発明では、ディスクのセク
タにデータを書き込む際、最後にアクセスしたセクタの
シリンダ番号、ヘッド番号及びセクタ番号による物理的
構成に基づいて検索した空きセクタについてデータを書
き込むように構成することにより、ディスクに対する書
き込む処理を、請求項１の論理セクタアドレスで行う場
合よりも効率よく行うことができるため、請求項１の場
合よりも、データを書き込む際のシーク処理時間をより
短縮することができ、書き込み処理のスループットをさ
らに向上させることができるという効果がある。
タにデータを書き込む際、最後にアクセスしたセクタの
シリンダ番号、ヘッド番号及びセクタ番号による物理的
構成に基づいて検索した空きセクタについてデータを書
き込むように構成することにより、ディスクに対する書
き込む処理を、請求項１の論理セクタアドレスで行う場
合よりも効率よく行うことができるため、請求項１の場
合よりも、データを書き込む際のシーク処理時間をより
短縮することができ、書き込み処理のスループットをさ
らに向上させることができるという効果がある。
【０１４６】請求項４記載の発明によれば、請求項３記
載の発明において、ディスクドライバプログラムによ
り、最後にアクセスしたセクタの物理的構成に基づいて
空きセクタを検索する際、最後にアクセスしたセクタか
らの距離が等しいセクタが最後にアクセスしたセクタか
ら見て、外周トラック上と内周トラック上の両方に検索
された場合、外周トラック上のセクタを選択するように
構成することにより、外周上のセクタの方がより高い性
能でリード・ライトできるというディスクの特性を考慮
して空きセクタを選択することができるため、請求項３
の場合よりも、より高いスループットでライト処理でき
る機会を増やすことができるという効果がある。
載の発明において、ディスクドライバプログラムによ
り、最後にアクセスしたセクタの物理的構成に基づいて
空きセクタを検索する際、最後にアクセスしたセクタか
らの距離が等しいセクタが最後にアクセスしたセクタか
ら見て、外周トラック上と内周トラック上の両方に検索
された場合、外周トラック上のセクタを選択するように
構成することにより、外周上のセクタの方がより高い性
能でリード・ライトできるというディスクの特性を考慮
して空きセクタを選択することができるため、請求項３
の場合よりも、より高いスループットでライト処理でき
る機会を増やすことができるという効果がある。
【０１４７】請求項５記載の発明によれば、請求項１〜
４の何れかに記載の発明において、ディスクドライバプ
ログラムにより、検索した空きセクタに書き込み処理を
行った後、フリービットマップから書き込み処理を行っ
たセクタの物理セクタアドレスに最も近い物理セクタア
ドレスの空きセクタを検索し、検索した空きセクタにシ
ーク処理を行い、このシーク処理を行った空きセクタの
物理セクタアドレスを最終アクセスセクタ位置保持レジ
スタに設定するように構成することにより、オペレーテ
ィングシステムから書き込み要求が来る前に予め、検索
した空きセクタにシーク処理を行うことができるため、
オペレーティングシステムから書き込み要求が来た時
に、検索した空きセクタにシーク処理を行うことなく、
効率よく書き込みを行うことができ、書き込み処理のレ
スポンス／スループットを向上させることができるとい
う効果がある。
４の何れかに記載の発明において、ディスクドライバプ
ログラムにより、検索した空きセクタに書き込み処理を
行った後、フリービットマップから書き込み処理を行っ
たセクタの物理セクタアドレスに最も近い物理セクタア
ドレスの空きセクタを検索し、検索した空きセクタにシ
ーク処理を行い、このシーク処理を行った空きセクタの
物理セクタアドレスを最終アクセスセクタ位置保持レジ
スタに設定するように構成することにより、オペレーテ
ィングシステムから書き込み要求が来る前に予め、検索
した空きセクタにシーク処理を行うことができるため、
オペレーティングシステムから書き込み要求が来た時
に、検索した空きセクタにシーク処理を行うことなく、
効率よく書き込みを行うことができ、書き込み処理のレ
スポンス／スループットを向上させることができるとい
う効果がある。
【０１４８】請求項６記載の発明によれば、請求項１〜
５の何れかに記載の発明において、オペレーティングシ
ステムとディスクドライバプログラム間にオペレーティ
ングシステムからの書き込み／読み込み処理要求を蓄積
するキューバッファを設け、ディスクドライバプログラ
ムが、キューバッファに書き込み処理要求が２つ以上蓄
積されていると判断した場合、フリービットマップから
最終アクセスセクタ位置保持レシスタに設定された物理
セクタアドレスに最も近く、かつ書き込み処理要求数に
応じた連続した空きセクタを検索し、ディスクドライバ
プログラム７が、検索した連続空きセクタに対してキュ
ーバッファのライト処理要求の処理をまとめて行うよう
に構成することにより、ライト処理のスループットを向
上させることができるという効果がある。
５の何れかに記載の発明において、オペレーティングシ
ステムとディスクドライバプログラム間にオペレーティ
ングシステムからの書き込み／読み込み処理要求を蓄積
するキューバッファを設け、ディスクドライバプログラ
ムが、キューバッファに書き込み処理要求が２つ以上蓄
積されていると判断した場合、フリービットマップから
最終アクセスセクタ位置保持レシスタに設定された物理
セクタアドレスに最も近く、かつ書き込み処理要求数に
応じた連続した空きセクタを検索し、ディスクドライバ
プログラム７が、検索した連続空きセクタに対してキュ
ーバッファのライト処理要求の処理をまとめて行うよう
に構成することにより、ライト処理のスループットを向
上させることができるという効果がある。
【０１４９】請求項７記載の発明によれば、請求項６に
記載の発明において、ディスクドライバプログラムによ
り、キューバッファにリード／ライト要求が蓄積されて
いない時、ディスク型記憶装置の各トラックに分散する
ように空きセクタを再配置するように構成することによ
り、ライト処理する際のシーク距離を小さくすることが
できるので、シーク時間を短縮することができ、ライト
処理のレスポンス／スループットを向上させることがで
きるという効果がある。
記載の発明において、ディスクドライバプログラムによ
り、キューバッファにリード／ライト要求が蓄積されて
いない時、ディスク型記憶装置の各トラックに分散する
ように空きセクタを再配置するように構成することによ
り、ライト処理する際のシーク距離を小さくすることが
できるので、シーク時間を短縮することができ、ライト
処理のレスポンス／スループットを向上させることがで
きるという効果がある。
【０１５０】請求項８記載の発明によれば、請求項７記
載の発明において、ディスクドライバプログラムによ
り、ライト処理の要求頻度に基づいて空きセクタの再配
置処理を行うように構成することにより、ライト処理の
要求頻度に応じて各トラックの最適な領域に空きセクタ
を配置することができるので、ライト処理の性能を向上
させることができるという効果がある。
載の発明において、ディスクドライバプログラムによ
り、ライト処理の要求頻度に基づいて空きセクタの再配
置処理を行うように構成することにより、ライト処理の
要求頻度に応じて各トラックの最適な領域に空きセクタ
を配置することができるので、ライト処理の性能を向上
させることができるという効果がある。
【０１５１】請求項９記載の発明によれば、請求項１〜
８の何れかに記載の発明において、ディスクドライバプ
ログラムにより、オペレーティングシステムが動作を停
止する時、情報処理装置のアドレスマップとフリービッ
トマップとタイムスタンプ値保持レジスタの情報をディ
スク型記憶装置に保存しておき、ディスクドライバプロ
グラムにより、オペレーティングシステムが動作を開始
した時、ディスク型記憶装置からアドレスマップとフリ
ービットマップとタイムスタンプ値の情報を読み出して
情報処理装置のアドレスマップとフリービットマップと
タイムスタンプ値保持レジスタに設定するように構成す
ることにより、オペレーティングシステム停止時に情報
処理装置のメモリ上に構築した情報が失われても、停止
時に予めその情報がディスク型記憶装置に保存され、オ
ペレーティングシステム起動時にディスク型記憶装置の
情報が読み出されて情報処理装置のメモリ上に自動的に
設定されるため、オペレーティングシステム起動時に必
要な処理を大幅に簡略化することができ、起動時間を短
縮することができるという効果がある。
８の何れかに記載の発明において、ディスクドライバプ
ログラムにより、オペレーティングシステムが動作を停
止する時、情報処理装置のアドレスマップとフリービッ
トマップとタイムスタンプ値保持レジスタの情報をディ
スク型記憶装置に保存しておき、ディスクドライバプロ
グラムにより、オペレーティングシステムが動作を開始
した時、ディスク型記憶装置からアドレスマップとフリ
ービットマップとタイムスタンプ値の情報を読み出して
情報処理装置のアドレスマップとフリービットマップと
タイムスタンプ値保持レジスタに設定するように構成す
ることにより、オペレーティングシステム停止時に情報
処理装置のメモリ上に構築した情報が失われても、停止
時に予めその情報がディスク型記憶装置に保存され、オ
ペレーティングシステム起動時にディスク型記憶装置の
情報が読み出されて情報処理装置のメモリ上に自動的に
設定されるため、オペレーティングシステム起動時に必
要な処理を大幅に簡略化することができ、起動時間を短
縮することができるという効果がある。
【０１５２】請求項１０記載の発明によれば、請求項１
〜９の何れかに記載の発明において、情報処理装置にバ
ッファメモリを設け、ディスクドライバプログラムによ
り、ライト処理要求されるオペレーティングシステムか
らの情報をバッファメモリに書き込んでおき、ディスク
ドライバプログラムにより、ディスク型記憶装置にライ
ト処理要求される情報が全て書き込まれていないと判断
した場合、バッファメモリから情報を読み出してディス
ク型記憶装置に書き込むように構成することにより、デ
ィスク型記憶装置にライト処理要求される情報が全て書
き込まれていなくても、予め書き込んでおいたバッファ
メモリから情報を読み出してディスク型記憶装置に書き
込むことができる。
〜９の何れかに記載の発明において、情報処理装置にバ
ッファメモリを設け、ディスクドライバプログラムによ
り、ライト処理要求されるオペレーティングシステムか
らの情報をバッファメモリに書き込んでおき、ディスク
ドライバプログラムにより、ディスク型記憶装置にライ
ト処理要求される情報が全て書き込まれていないと判断
した場合、バッファメモリから情報を読み出してディス
ク型記憶装置に書き込むように構成することにより、デ
ィスク型記憶装置にライト処理要求される情報が全て書
き込まれていなくても、予め書き込んでおいたバッファ
メモリから情報を読み出してディスク型記憶装置に書き
込むことができる。
【０１５３】請求項１１記載の発明によれば、請求項１
〜１０の何れかに記載の発明において、情報処理装置に
接続されるバッファディスク型記憶装置を設け、ディス
クドライバプログラムにより、ライト処理要求されるオ
ペレーティングシステムからの情報をバッファディスク
型記憶装置に書き込んでおき、ディスクドライバプログ
ラムにより、オペレーティングシステムが動作を開始し
た時、バッファディスク型記憶装置から情報を読み出し
てディスク型記憶装置に書き込むように構成することに
より、オペレーティングシステムが停止してディスク型
記憶装置にライト処理要求されるデータが全て書き込ま
れていなくても、オペレーティングシステムを起動させ
た時、予め書き込んでおいたバッファディスク型記憶装
置から情報を読み出してディスク型記憶装置に書き込む
ことができる。
〜１０の何れかに記載の発明において、情報処理装置に
接続されるバッファディスク型記憶装置を設け、ディス
クドライバプログラムにより、ライト処理要求されるオ
ペレーティングシステムからの情報をバッファディスク
型記憶装置に書き込んでおき、ディスクドライバプログ
ラムにより、オペレーティングシステムが動作を開始し
た時、バッファディスク型記憶装置から情報を読み出し
てディスク型記憶装置に書き込むように構成することに
より、オペレーティングシステムが停止してディスク型
記憶装置にライト処理要求されるデータが全て書き込ま
れていなくても、オペレーティングシステムを起動させ
た時、予め書き込んでおいたバッファディスク型記憶装
置から情報を読み出してディスク型記憶装置に書き込む
ことができる。
【図１】 本発明に係る実施の形態１の情報処理システ
ムの構成を示すブロック図である。
ムの構成を示すブロック図である。
【図２】 図１に示すディスクの１セクタのフォーマッ
トを示す図である。
トを示す図である。
【図３】 図１に示すディスクドライバプログラムのリ
ード／ライト処理フローを示すフローチャートである。
ード／ライト処理フローを示すフローチャートである。
【図４】 図１に示すディスクドライバプログラムの再
構成処理フローを示すフローチャートである。
構成処理フローを示すフローチャートである。
【図５】 本発明に係る実施の形態２の情報処理システ
ムにおける最終アクセスセクタ位置保持レジスタの構造
を示す図である。
ムにおける最終アクセスセクタ位置保持レジスタの構造
を示す図である。
【図６】 本発明に係る実施の形態２の情報処理システ
ムにおけるディスクのシリンダ番号、ヘッド番号及びセ
クタ番号の一般式を示す図である。
ムにおけるディスクのシリンダ番号、ヘッド番号及びセ
クタ番号の一般式を示す図である。
【図７】 本発明に係る実施の形態２の情報処理システ
ムにおけるフリービットマップの構造を示す図である。
ムにおけるフリービットマップの構造を示す図である。
【図８】 本発明に係る実施の形態２の情報処理システ
ムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ライ
ト処理フローを示すフローチャートである。
ムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ライ
ト処理フローを示すフローチャートである。
【図９】 本発明に係る実施の形態２の情報処理システ
ムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ライ
ト処理フローを示すフローチャートである。
ムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ライ
ト処理フローを示すフローチャートである。
【図１０】 本発明に係る実施の形態４の情報処理シス
テムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ラ
イト処理フローを示すフローチャートである。
テムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ラ
イト処理フローを示すフローチャートである。
【図１１】 本発明に係る実施の形態４の情報処理シス
テムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ラ
イト処理フローを示すフローチャートである。
テムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ラ
イト処理フローを示すフローチャートである。
【図１２】 本発明に係る実施の形態５の情報処理シス
テムの構成を示すブロック図である。
テムの構成を示すブロック図である。
【図１３】 本発明に係る実施の形態５の情報処理シス
テムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ラ
イト処理フローを示すフローチャートである。
テムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ラ
イト処理フローを示すフローチャートである。
【図１４】 本発明に係る実施の形態５の情報処理シス
テムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ラ
イト処理フローを示すフローチャートである。
テムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ラ
イト処理フローを示すフローチャートである。
【図１５】 本発明に係る実施の形態５の情報処理シス
テムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ラ
イト処理フローを示すフローチャートである。
テムにおけるディスクドライバプログラムのリード／ラ
イト処理フローを示すフローチャートである。
【図１６】 本発明に係る実施の形態６の情報処理シス
テムにおけるディスクの空きセクタの配置を示す図であ
る。
テムにおけるディスクの空きセクタの配置を示す図であ
る。
【図１７】 本発明に係る実施の形態７の情報処理シス
テムにおけるディスクの空きセクタの配置を示す図であ
る。
テムにおけるディスクの空きセクタの配置を示す図であ
る。
【図１８】 本発明に係る実施の形態７の情報処理シス
テムにおけるディスクの空きセクタの配置を示す図であ
る。
テムにおけるディスクの空きセクタの配置を示す図であ
る。
【図１９】 本発明に係る実施の形態８の情報処理シス
テムにおけるディスクの構成を示す図である。
テムにおけるディスクの構成を示す図である。
【図２０】 本発明に係る実施の形態９の情報処理シス
テムの構成を示すブロック図である。
テムの構成を示すブロック図である。
【図２１】 図２０に示すバッファディスクのセクタの
構造を示す図である。
構造を示す図である。
【図２２】 図２０に示す主ディスクのセクタの構造を
示す図である。
示す図である。
【図２３】 図２０に示す情報処理システムの電源投入
直後の処理フローを示すフローチャートである。
直後の処理フローを示すフローチャートである。
【図２４】 図２０に示す情報処理システムのライト／
リード処理フローを示すフローチャートである。
リード処理フローを示すフローチャートである。
【図２５】 図２０に示す情報処理システムのライト／
リード処理フローを示すフローチャートである。
リード処理フローを示すフローチャートである。
【図２６】 図２０に示すディスクドライバプログラム
のライト処理と並行して行う処理フローを示すフローチ
ャートである。
のライト処理と並行して行う処理フローを示すフローチ
ャートである。
【図２７】 図２０に示すディスクドライバプログラム
の電源投入直後の復旧処理フローを示すフローチャート
である。
の電源投入直後の復旧処理フローを示すフローチャート
である。
【図２８】 図２０に示すディスクドライバプログラム
の電源投入直後の復旧処理フローを示すフローチャート
である。
の電源投入直後の復旧処理フローを示すフローチャート
である。
１ 情報処理装置、２，４１ ディスク型記憶装置、３
オペレーティングシステム、４ アプリケーションプ
ログラム、５，１２ フリービットマップ、６アドレス
マップ、７ ディスクドライバプログラム、８，１１
最終アクセスセクタ位置保持レジスタ、９ タイムスタ
ンプ値保持レジスタ、２１ キューバッファ、３１ ト
ラック、３２ 空きセクタ、３３ シリンダグループ、
４２，５３ 保存領域、４３ アドレスマップ保存領
域、４４ フリービットマップ保存領域、４５，５５
タイムスタンプ値保存領域、４６，５４ 有効フラグビ
ット保存領域、５１ バッファメモリ、５２ バッファ
ディスク。
オペレーティングシステム、４ アプリケーションプ
ログラム、５，１２ フリービットマップ、６アドレス
マップ、７ ディスクドライバプログラム、８，１１
最終アクセスセクタ位置保持レジスタ、９ タイムスタ
ンプ値保持レジスタ、２１ キューバッファ、３１ ト
ラック、３２ 空きセクタ、３３ シリンダグループ、
４２，５３ 保存領域、４３ アドレスマップ保存領
域、４４ フリービットマップ保存領域、４５，５５
タイムスタンプ値保存領域、４６，５４ 有効フラグビ
ット保存領域、５１ バッファメモリ、５２ バッファ
ディスク。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平５−216593（ＪＰ，Ａ) 特開 平７−295760（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−7630（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−165220（ＪＰ，Ａ) 特開 昭61−160133（ＪＰ，Ａ) 特開 平８−161229（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 3/06
Claims (11)
- 【請求項１】 アプリケーションプログラムと、アプリ
ケーションプログラムとやり取りするオペレーティング
システムと、オペレーティングシステムとやり取りする
ディスクドライバプログラムと、ディスクドライバプロ
グラムにより論理セクタアドレス、物理セクタアドレス
及びタイムスタンプ値が設定されるアドレスマップと、
ディスクドライバプログラムにより物理セクタアドレス
及びビットが設定されるフリービットマップと、ディス
クドライバプログラムにより最後にアクセスしたセクタ
の物理セクタアドレスが設定される最終アクセスセクタ
位置保持レジスタと、ディスクドライバプログラムによ
りタイムスタンプ値が設定されるタイムスタンプ値保持
レジスタとを有する情報処理装置と、情報処理装置に接
続されたディスク型記憶装置とから構成された情報処理
システムにおいて、 ディスクドライバプログラムは、オペレーティングシス
テムからディスク型記憶装置の論理セクタアドレスに対
して書き込み処理が要求された場合、アドレスマップか
らその論理セクタアドレスに対応する物理セクタアドレ
スを検索し、その検索した物理セクタアドレスに対応す
るフリービットマップのエントリのビットをフリーに設
定し、 ディスクドライバプログラムは、フリービットマップか
ら最終アクセスセクタ位置保持レジスタに設定された最
後にアクセスしたセクタの物理セクタアドレスに最も近
い物理セクタアドレスの空きセクタを検索し、検索した
空きセクタに対応するフリービットマップの物理セクタ
アドレスのエントリのビットを使用中に設定し、 ディスクドライバプログラムは、書き込み処理が要求さ
れている論理セクタアドレスに対応するアドレスマップ
のエントリに検索した空きセクタの物理セクタアドレス
を設定し、 ディスクドライバプログラムは、オペレーティングシス
テムから転送されたデータを、書き込み処理が要求され
る論理セクタアドレスと、タイムスタンプ値保持レジス
タが保持するタイムスタンプ値とともに、検索した空き
セクタに書き込み、 ディスクドライバプログラムは、データを書き込んだデ
ィスク型記憶装置の空きセクタの物理セクタアドレスを
最終アクセスセクタ位置保持レジスタに設定するととも
に、タイムスタンプ値保持レジスタのタイムスタンプ値
をインクリメントすることを特徴とする情報処理システ
ム。 - 【請求項２】 請求項１に記載の情報処理システムにお
いて、アドレスマップの論理セクタアドレス数に対応す
るオペレーティングシステムに提供するセクタ数は、デ
ィスク型記憶装置が実際に保存するセクタ数よりも小さ
くなるように設定することを特徴とする情報処理システ
ム。 - 【請求項３】 アプリケーションプログラムと、アプリ
ケーションプログラムとやり取りするオペレーティング
システムと、オペレーティングシステムとやり取りする
ディスクドライバプログラムと、ディスクドライバプロ
グラムにより論理セクタアドレス、物理セクタアドレス
及びタイムスタンプ値が設定されるアドレスマップと、
ディスクドライバプログラムによりセクタの物理的構
成、物理セクタアドレス及びビットが設定されるフリー
ビットマップと、ディスクドライバプログラムにより最
後にアクセスしたセクタの物理的構成が設定される最終
アクセスセクタ位置保持レジスタと、ディスクドライバ
プログラムによりタイムスタンプ値が設定されるタイム
スタンプ値保持レジスタとを有する情報処理装置と、情
報処理装置に接続されたディスク型記憶装置とから構成
された情報処理システムにおいて、 ディスクドライバプログラムは、オペレーティングシス
テムからディスク型記憶装置の論理セクタアドレスに対
して書き込み処理が要求された場合、アドレスマップか
らその論理セクタアドレスに対応する物理セクタアドレ
スを検索し、その検索した物理セクタアドレスに対応す
るフリービットマップのエントリのビットをフリーに設
定し、 ディスクドライバプログラムは、フリービットマップか
ら最終アクセスセクタ位置保持レジスタに設定された最
後にアクセスしたセクタの物理的構成に基づいて空きセ
クタを検索し、検索した空きセクタに対応するフリービ
ットマップの物理セクタアドレスのエントリのビットを
使用中に設定し、 ディスクドライバプログラムは、書き込み処理が要求さ
れている論理セクタアドレスに対応するアドレスマップ
のエントリに検索した空きセクタの物理セクタアドレス
を設定し、 ディスクドライバプログラムは、オペレーティングシス
テムから転送されたデータを、書き込み処理が要求され
る論理セクタアドレスと、タイムスタンプ値保持レジス
タが保持するタイムスタンプ値とともに、検索した空き
セクタに書き込み、 ディスクドライバプログラムは、データを書き込んだデ
ィスク型記憶装置の空きセクタの物理セクタアドレスを
最終アクセスセクタ位置保持レジスタに設定するととも
に、タイムスタンプ値保持レジスタのタイムスタンプ値
をインクリメントすることを特徴とする情報処理装置。 - 【請求項４】 請求項３に記載の情報処理システムにお
いて、ディスクドライバプログラムは、最後にアクセス
したセクタの物理的構成に基づいて空きセクタを検索す
る際、最後にアクセスしたセクタからの距離が等しいセ
クタが最後にアクセスしたセクタから見て、外周トラッ
ク上と内周トラック上の両方に検索された場合、外周ト
ラック上のセクタを選択することを特徴とする情報処理
システム。 - 【請求項５】 請求項１〜４の何れかに記載の情報処理
システムにおいて、ディスクドライバプログラムは、検
索した空きセクタに書き込み処理を行った後、フリービ
ットマップから書き込み処理を行ったセクタの物理セク
タアドレスに最も近い物理セクタアドレスの空きセクタ
を検索し、 ディスクドライバプログラムは、検索した空きセクタに
シーク処理を行うとともに、シーク処理を行った空きセ
クタの物理セクタアドレスを最終アクセスセクタ位置保
持レジスタに設定することを特徴とする情報処理システ
ム。 - 【請求項６】 請求項１〜５の何れかに記載の情報処理
システムにおいて、オペレーティングシステムとディス
クドライバプログラム間にオペレーティングシステムか
らの書き込み／読み込み処理要求を蓄積するキューバッ
ファを設け、 ディスクドライバプログラムは、キューバッファに書き
込み処理要求が２つ以上蓄積されていると判断した場
合、フリービットマップから最終アクセスセクタ位置保
持レシスタに設定された物理セクタアドレスに最も近
く、かつ書き込み処理要求数に応じた連続した空きセク
タを検索し、 ディスクドライバプログラムは、検索した連続空きセク
タに対してキューバッファに蓄積された書き込み処理要
求の処理をまとめて行うことを特徴とする情報処理シス
テム。 - 【請求項７】 請求項６に記載の情報処理システムにお
いて、ディスクドライバプログラムは、キューバッファ
に書き込み／読み込み要求が蓄積されていない時、ディ
スク型記憶装置の各トラックに分散するように空きセク
タを再配置処理することを特徴とする情報処理システ
ム。 - 【請求項８】 請求項７に記載の情報処理システムにお
いて、ディスクドライバプログラムは、書き込み処理の
要求頻度に基づいて空きセクタの再配置処理を行うこと
を特徴とする情報処理システム。 - 【請求項９】 請求項１〜８の何れかに記載の情報処理
システムにおいて、ディスクドライバプログラムは、オ
ペレーティングシステムが動作を停止する時、情報処理
装置のアドレスマップとフリービットマップとタイムス
タンプ値保持レジスタの情報をディスク型記憶装置に保
存しておき、 ディスクドライバプログラムは、オペレーティングシス
テムが動作を開始した時、ディスク型記憶装置からアド
レスマップとフリービットマップとタイムスタンプ値の
情報を読み出して情報処理装置のアドレスマップとフリ
ービットマップとタイムスタンプ値保持レジスタに設定
することを特徴とする情報処理システム。 - 【請求項１０】 請求項１〜９の何れかに記載の情報処
理システムにおいて、情報処理装置にバッファメモリを
設け、ディスクドライバプログラムは、書き込み処理要
求されるオペレーティングシステムからの情報をバッフ
ァメモリに書き込んでおき、 ディスクドライバプログラムは、ディスク型記憶装置に
書き込み処理要求される情報が全て書き込まれていない
と判断した場合、バッファメモリから情報を読み出して
ディスク型記憶装置に書き込むことを特徴とする情報処
理システム。 - 【請求項１１】 請求項１〜１０の何れかに記載の情報
処理システムにおいて、情報処理装置に接続されるバッ
ファディスク型記憶装置を設け、ディスクドライバプロ
グラムは、書き込み処理要求されるオペレーティングシ
ステムからの情報をバッファディスク型記憶装置に書き
込んでおき、 ディスクドライバプログラムは、オペレーティングシス
テムが動作を開始した時、バッファディスク型記憶装置
から情報を読み出してディスク型記憶装置に書き込むこ
とを特徴とする情報処理システム。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9086763A JP3063669B2 (ja) | 1997-04-04 | 1997-04-04 | 情報処理システム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9086763A JP3063669B2 (ja) | 1997-04-04 | 1997-04-04 | 情報処理システム |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10283120A JPH10283120A (ja) | 1998-10-23 |
| JP3063669B2 true JP3063669B2 (ja) | 2000-07-12 |
Family
ID=13895795
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP9086763A Expired - Fee Related JP3063669B2 (ja) | 1997-04-04 | 1997-04-04 | 情報処理システム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3063669B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR101424782B1 (ko) | 2007-07-19 | 2014-08-04 | 삼성전자주식회사 | 솔리드 스테이트 디스크 컨트롤러 및 솔리드 스테이트디스크 컨트롤러의 데이터 처리 방법 |
-
1997
- 1997-04-04 JP JP9086763A patent/JP3063669B2/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH10283120A (ja) | 1998-10-23 |
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