JPH01171044A

JPH01171044A - メモリのブロック位置付け方法

Info

Publication number: JPH01171044A
Application number: JP62328339A
Authority: JP
Inventors: Shigeru Kijiro; 木城　茂; Tomohito Ogino; 荻野　知仁; Yoshiaki Muto; 武藤　義章; Katsunori Nakamura; 中村　勝憲; Yoshiro Shirayanagi; 白柳　芳朗
Original assignee: Hitachi Ltd; Hitachi Computer Engineering Co Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd; Hitachi Computer Engineering Co Ltd
Priority date: 1987-12-26
Filing date: 1987-12-26
Publication date: 1989-07-06
Also published as: US5091909A

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。

Description

【発明の詳細な説明】〔産業上の利用分野〕本発明は、メモリ等を記憶媒体とした半導体ディスク、
あるいはディスクキャッシュの様にデータ転送路中の中
間バッファとしてＩＣメモリ等用いるディスクサブシス
テムに係り、特にＩＣメモリ内のデータブロックの検索
に好適なメモリのブロック位置付は方法に関する。

〔従来の技術〕

ＩＣメモリを記憶媒体として用いる従来のディスクサブ
システムのブロック位置づけ方式について、ディスクキ
ャッシュを例にして、説明する。

第５図（ａ）はＣＫＤ方式と呼ばれる可変長データ記録
方式のディスク装置内媒体上のトラックフォーマットを
示した図であり、トラック５００上には固定長のＨＡブ
ロック５０１と固定長のＣブロック５０２．可変長のに
ブロック５０３．可変長のＤブロック５０４からなるレ
コードと呼ばれるブロック群の繰り返しが、各ブロック
間に固定長のギャップを持ちながら記録されている。こ
こで、ＨＡブロックとはホームアドレスブロックを示し
、Ｃブロックはカウント部ブロックを示し、にブロック
はキ一部ブロックを示し、Ｄブロックはデータ部ブロッ
クを示す。特に、Ｃブロックには当該レコードのレコー
ド番号、トラックアドレス、該レコードのにブロック長
・Ｄブロック長等の制御情報が書かれている。

また、磁気ディスク上においては、第５図（Ｃ）に示す
ように一定の回転角度を単位とするセクタ５３０に分割
されていて、各セクタには番号Ｓｏ・・・Ｓｍがつけら
れている。トラック上任意のブロックへの位置付けは１
次の様に行なわれる。即ち、セクタ先頭位置から読み出
しを行ない、位置付いた最初のＣブロックからトラック
アドレスとレコード番号を読み出し、目的とするブロッ
クの属するレコードであるかを判断しながら１位置づけ
処理が行なわれる。

一般に、可変調データ記録方式をとるディスク装置及び
ディスクキャシュへの入出力を司さどる制御装置は、デ
ィスクキャシュのＩＣメモリを、最大長レコードが記録
されたトラックを収容可能な容量に分割しく以下、分割
した一単位をトラックスロットと呼ぶ）、このトラック
スロット内にディスク装置の１トラツク分のデータを格
納して管理している。第５図（ｂ）はトラックスロット
５１０を示し、トラックスロット５１０は第５図（ａ）
に示したトラック５００をブロック間ギャップを含めて
ＩＣメモリ上にそのままコピーした例である。

また、一般にＩＣメモリ上は、数バイトのデータ単位に
数ビットの訂正符号が付加されて書き込まれる。該訂正
符号は該データを読み出す際に正しく読み出されたかを
検査するものであり１例えば第６図（ａ）に示すデータ
は、４バイト単位にデータ６０１．データ６０３．デー
タ６０５を単位とし、て。

それぞれ１バイトの訂正符号６０２．６０４．６０６が
付加されて書きこまれ、読み出す際にはデータ６０１と
訂正符号６０２が同時に読出され、両者の組合せが妥当
であることが確認できれば正しく読めたと確認され、そ
うでなければ読み出し誤りが発生した事が判明する。以
下、データ６０３と訂正符号６０４およびデータ６０５
と訂正符号６０６との関係も同様である。

尚、上記従来技術に関連するものとして、特開昭５４−
１０６１３２号に開示された発明がある。

〔発明が解決しようとする問題点〕

ＩＣメモリ上におけるブロック位置付は方式の例として
、トラックスロット５１０上のレコードｎのＣブロック
５０６への位置付けを行う場合を考える。このとき、従
来のディスク媒体上におけるセクタ位置付は方式を採用
すると、次のような問題点が生じる。

第５図（ｂ）ではＣブロック５０６の属するセクタｍは
アドレス５１５からアドレス５１７の間に位置する。

既知のトラック全容量と１トラツクを分割しているセク
タ総数からセクタｍ先頭アドレス５１５が求まり、制御
装置はアドレス５１５から読み出し始めることができる
。しかし、第５１ｆｉ（ｂ）の様にディスク媒体上のト
ラックをそのままコピーしただけではアドレ、ス５１５
から順に読み出したデータがギャップを示す値なのか、
ブロックを構成するデータなのかを判別するのは困難で
ある。なぜならば、読み出すデータの単位が４バイトと
すれば、１バイト＝８ビツトであるために２３２通りの
パターンが存在し、データはギャップと同じパターンを
、また同期データをブロック先頭に付加した場合におい
ては該同期データと同じパターンをもとりうる可能性が
あり、容易に判別できない為である。

また、読み出す４バイト単位に１バイトの訂正符号が付
加されていれば、上記述べた様に読み取り誤りとなる両
者の組合せは、当然読み出しエラーとなるという問題が
あった。

従って、トラックスロット上の任意のブロックへの位置
付けには、一般に以下の二つの方法がとられている。

（イ）第５図（ｂ）に示すようなトラックスロット５１
０においては、常にトラックスロット先頭アドレスより
ＨＡブロック前後のギャップ５１１と５１２゜および既
知のＨＡブロック長を加えたレコード１のＣブロック５
０２の先頭アドレス５１３を起点として、既知のブロッ
ク間ギャップ長とＣブロックから読み出したＫおよびＤ
ブロック長を用いて、順次Ｃブロック先頭に位置付けて
読み出しながら検索し、目的とするＣブロック５０６の
先頭アドレス５１６へ位置づける。

（ロ）トラックスロット上の全レコードのＣブロック先
頭位置を示すメモリテーブルを、第６図（ｂ）に示すよ
うにトラックスロット毎に設け、レコードテーブル６１
０より、目的とするレコードのアドレスを読み出して即
座に位置付ける。

しかし、上記のブロック位置付は方法（イ）においては
、常にトラック先頭アドレスを起点として読み出しを開
始する必要があるため、データブロック位置付けに多大
の時間を必要とするという問題点がある。

また、ブロック位置付は方法（ロ）では、レコード単位
にＩＣメモリ内アドレスを示すメモリテーブルを持たね
ばならず、ＩＣメモリ内全体に格納されうるレコード数
を考慮すると、膨大なメモリテーブルが必要となるとい
う問題点がある。

また、上記のブロック位置付は方法（イ）、（ロ）にお
いては、ＩＣメモリ上の任意のアドレスから読み出しな
がら目的とするデータブロックへ位置付ける処理は行な
えないのである。

本発明の目的は、ブロック位置付けのためのメモリテー
ブルを必要とせず、ＩＣメモリ上の任意のアドレスから
読み出しながら目的とするデータブロックへ位置付ける
ブロック位置付は方式を提供し、結果としてＩＣメモリ
内データブロック位置付は処理の高速化を実現すること
である。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明のメモリのブロック位置付は方法は、磁気ディス
ク装置から読出したデータを該データのエラー訂正符号
と共にブロック単位で書き込み／読み出しを行なうもの
であり、特に書き込み時に上記ブロックの先頭部分に特
定形式のデータと上記特定形式のデータのエラー訂正符
号を書き込み。

更に読み出し時に上記特定形式のデータを検出してブロ
ック位置を検出することを特徴としている。

〔作用〕

本発明によれば、メモリ上にデータブロックを書き込む
際、該データブロック先頭アドレス直前に、特定の形式
を必ず書いておく、以後該ブロックを入出力対象とする
際にあらかじめ該ブロックが存在するメモリ上のアドレ
ス範囲が既知の場合に、該範囲の先頭アドレスから順に
読み出しながら、上記特定の形式が書き込まれているア
ドレスを得て、該特定の形式に続くブロックへ位置付け
て上記データブロックを検索する処理を開始できる。

［実施例］以下添付の図面に示す実施例により、更に詳細に本発明
について説明する。

第４図は本発明が適用される計算機システムの構成例を
表わす図である。該計算機システムは中央処理装置１、
制御装置２、ディスクキャッシュ３、ディスク装置４と
から構成されている。

中央処理装置１は、ディスク装置４に対する入出力処理
が必要になると、制御装置２に対し、ディスク装置４を
選択して単数ないし複数のコマンドを用いて入出力処理
対象となるデータブロックへの位置付けを指示する。該
コマンドには、該データブロックを認識する為にトラッ
クアドレス、セクタ番号、およびトラック先頭から数え
て何番目に位置するレコードであるかを示すレコード番
号がパラメタとして付加される。

制御部Ｍ２は、該当するデータブロックがディスクキャ
ッシュメモリ内に存在する場合にはディスクキャッシュ
３に対して、存在しない場合にはディスク装置４に対し
て位置付は動作を開始する。

磁気ディスク装置４内の磁気ディスクには、第５図（ａ
）に示すトラックフォーマットが形成されているものと
する。同様に、第５図（ｂ）に示すトラックスロット５
１０はディスクキャッシュ３内に形成されるものとする
。

第１図は本発明の第１の実施例を示し、具体的には第４
図に示すディスクキャッシュ３内の内部構成を示すブロ
ック図である。図、示する様に、ディスクキャッシュ３
はＩＣメ汚りであるキャシュメモリ１０とリード／ライ
ト制御部２０から成る。特に１本実施例においては、リ
ード／ライト制御部２０はアドレスレジスタ１１．１２
．１５．１６及び特定の形式を保持するレジスタ１３．
１７を持ち、リード回路１９、比較回路１４、ライト回
路１８で構成される。

２二で、アドレスレジスタ１１は続出開始アドレスを保
持するレジスタであり、アドレスレジスタ１２は読出終
了アドレスを保持するレジスタである。

また、アドレスレジスタ１５は、検出されたブロックの
先頭アドレスを保持するためのレジスタである。また、
アドレスレジスタ１６は、書込開始アドレスを保持する
レジスタであり、レジスタ１３．１７は後述するＣブロ
ックの先頭に付加する特定の形式を保持するレジスタで
ある。

また、キャッシュメモリ１０上のデータには、第６図（
ａ）に示す様に、４バイトのデータ毎に１バイトの誤り
訂正符号が付加されているものとする。

先ず、第５図（ａ）に示すトラック５００を第４図に示
すディスクキャッシュ３内のキャッシュメモリ１０内の
トラックスロットヘコピーして格納する場合について説
明する。

第４図に示す制御装置２は、ディスク装置４に対してト
ラック５００上のデータを次々に読み出す様指示し、同
時に第１図に示すリード／ライト制御部２０に対して第
５図（ｂ）に示すトラックスロット５１０上へ該データ
の写しをトラック５００に対応したアドレスへ書き込む
様指示する。磁気ディスク装置４から読出されたデータ
は、第１図に示すバスＢ１を介してリード／ライト制御
部２０内のライト回路１８へ入力され、更にバスＢ２を
介してキャッシュメモリ１０に格納される。このとき制
御装置２は、次にトラックスロット５１０に書き込むブ
ロックがＣブロックであることを認識すると、第２図に
示す様に、該Ｃブロック直前部分に、同期ワード２０１
と訂正符号２０２の組合せ、及び確認ワード２０３と訂
正符号２０４の組合せ、及び確認ワード２０５と訂正符
号２０６の組合せを書込む様に、リード／ライト制御部
２０に指示する。ここで、同期ワード２０１と訂正符号
２０２の組合せは、読取時に読取エラーとして検出され
る様な同期ワード２０１を書込む。

また、確認ワード２０３と訂正符号２０４及び確認ワー
ド２０５と訂正符号２０６は、読取時に正常と判断され
、る様な確認ワード２０３．２０５を書込む。

上記した同期ワード２０１等の書込みは、次の様にして
行なわれる。即ち、第４図に示す制御装置２は、既知の
Ｃブロック先頭アドレスから確認ワード２０３．２０５
及び訂正符号２０４．２０６を書込むのに必要なアドレ
ス（通常２アドレス）を引き、同期ワードと訂正符号２
０２を書込むべきアドレスを求めて、アドレスレジスタ
１６にセットする。また。

既知の同期ワード２０１．確認ワード２０３．２０５を
示すデータをレジスタ１７にセットする６次に、ライト
回路１８を駆動して、アドレスレジスタ１６が示すアド
レスに、レジスタ１７に保持された同期ワード２０１、
確認ワード２０３．２０５を書込み、その後にディスク
装置４からのＣブロックデータを書き込む。

次に、読出時に上記手順で書き込まれたトラックスロッ
ト上の任意のデータブロックを読出す際のアドレスづけ
する方法について説明する。

第５図（ｂ）においてトラック５００上のセクタｍにＣ
ブロック５０６の先頭位置が属するレコードｎに対して
、中央処理装置１から制御装置２へ入出力要求があり、
かつコマンドで指示されたトラック５００がキャッシュ
メモリ１０内に存在する場合、制御装置２が、トラック
スロット５１０上のＣブロツり５０６にアドレス付けさ
れる。

まず、１セクタに相当するバイト長は、トラック全容量
と１トラツクを分割する全セクタ数から容易に求められ
るため、トラツクスロット５１０先頭からコマンドパラ
メタとして指示されるセクタ番号ｍの先頭位置アドレス
５１５が求められる。

制御装置２はこのアドレス５１５をアドレスレジスタ１
１に、検索終了アドレスとしてトラックスロット５１０
の終端アドレス５１８をアドレスレジスタ１２に、また
既知の上記同期ワード２０１と上記確認ワード２０３．
２０５とをレジスタ１３にセットし、リード／ライト制
御部、２０を起動する。

リード／ライト制御部２０はアドレスレジスタ１１に示
されたアドレスから、キャッシュメモリ１０の読み出し
をバスＢ３を介して開始する。リード回路１９において
読取り誤りが検出されたとき、データと該データの訂正
符号の両者を比較回路１４に入力し、上記レジスタ１３
に格納された同期ワード２０１を示すデータと入力値と
比較し、一致した時点で次に続く２ワードのデータが正
常に読み出され、かつレジスタ１３に格納されたデータ
であることを比較して検出することにより、当該データ
に続くデータが６部の先頭であることを認識する。

次に、この同期ワード２０１が書かれているＣブロック
の先頭アドレスをアドレスレジスタ１５にセットして、
制御装置２に知らせる。

制御装置２は、アドレスレジスタ１５に格納されたＣブ
ロックの先頭アドレスに２ワードの確認ワード２０３お
よび２０５の計１２バイト分加えれば、トラックスロッ
ト５１０上いずれかのＣブロック先頭アドレスが求まる
。

該Ｃブロックを読み出してＣブロック５０６であればア
ドレス付けが完了し、そうでなければ読み出したＫおよ
びＤブロック長から次に続くレコードのＣブロック先頭
アドレスを求め、以下このようにしてＣブロックへのア
ドレス付けと読出しによる検索を続けて、目的とするＣ
ブロック５０６を見つけ出し、バスＢ４を介して制御装
置２へ転送する。

第３図は本発明の第２の実施例を示すブロック図である
。第３図において、第１図に示す第１の実施例と同一部
分には同一符号を付してその説明を省略する。第３図に
おいて、第１図に示す第１の実施例と異なる点は、第１
の実施例で用いられたレジスタ１７が設けられておらず
、かつ新たにＥＣＣ生成回路２１とインバータｚ２とＥ
ＣＣチエツク回路２３が設けられた点である。

まず、第５図（ａ）に示すトラック５００を第４図に示
すディスクキャッシュ３内のキャッシュメモリｌＯ内の
トラックスロットヘコビーして格納する場合について説
明する。

第４図に示す制御装置２は、ディスク装置４に対してト
ラック５００上のデータを次々に読出す様に指示し、同
時に第３図に示すリード／ライト制御部２０に対して第
５図（ｂ）に示すトラックスロット５１０上へ該データ
の写しをトラック５００に対応したアドレスへ書き込む
様に指示する。磁気ディスク装置４から読出されたデー
タは、第３図に示すバスＢ１及びＥＣＣ生成回路２１を
介してライト回路１８に入力され、更にバスＢ２を介し
てキャッシュメモリ１０に格納される。このとき、制御
装置２は、次にトラックスロット５１Ｏに書き込むブロ
ックがＣブロックであることを認識すると、該Ｃブロッ
クに先行して、レジスタ１３に格納されたアドレスマー
カを示すパターンデータＡＭを書き込む様にリード／ラ
イト制御部２０に指示する。リード／ライト制御部２０
は、レジスタ１３からパターンデータＡＭを読出してラ
イト回路１８へ入力し、続いてインバータ２２によって
パターンデータＡＭを反転したパターンデータ■をＥＣ
Ｃ生成回路２１へ入力する。従って、ＦＣＣ生成回路は
パターンデータτＶによって生成したＥＣＣコード（訂
正符号）をライト回路１８へ出力する。その結果、Ｃブ
ロックの直前に、パターンデータＡＭと上記ＥＣＣコー
ドが書き込まれる。書き込みに際してのアドレスレジス
タ１６の役割は、第１図に示した第１の実施例の場合と
同様である。

次に、キャッシュメモリ１０からトラックスロット上の
任意のデータブロックを読み出す場合について説明する
。読み出し開始時のアドレスレジス多１１等の働きは、
第１図に示す第１の実施例と同様であるため、その説明
を省略する。

キャッシュメモリｌＯから読み出されたデータは、バス
Ｂ３とリード回路１９を介してＥＣＣチエツク回路２３
に入力される。ここで、書き込み時に、Ｃブロックの先
頭に書き込まれたパターンデータＡＭとその反転データ
ＡＭによって生成されたＥＣＣコードは、ＦＣＣチエツ
ク回路によって必ずエラーと判定される。従って、ＦＣ
Ｃチエツク回路がエラーと判定した場合に、読出された
パターンデータＡＭとレジスタ１３に格納されたパター
ンデータＡＭを比較・回路１４で比較する。比較の結果
。

両者が一致した場合には、アドレスマーカ検出信号ＡＭ
Ｓを制御装置２へ出力する。これと同時に、アドレスレ
ジスタ１５に当該パターンデータＡＭを格納していたキ
ャッシュメモリ１０上のアドレスを格納する。

尚、上記の第２の実施例において、第２図に示す確認ワ
ード２０３．２０５を設けてＣブロックの検出確認を行
なう様にしても良い。

制御装置２は、上記アドレスレジスタ１５に格納された
アドレスに基づいて、Ｃブロックの先頭アドレスを求め
る。以降の動作は第１図に示す第１の実施例の場合と同
様であるので省略する。

尚、上記した第１．第２の実施例においては。

ディスクキャッシュに本発明を適用した場合について説
明したが１本発明はこれに限定されるものではなく、デ
ィスク装置から読出したデータをＩＣメモリ等に格納し
て読出す場合には、常に適用できるものである。

〔発明の効果〕

以上の説明から明らかな様に、本発明によれば。

従来技術の様に、ブロック位置付けのためのメモリテー
ブルを必要とせず、またＣブロックの先頭部分を容易に
発見できるため、目標とするブロック位置付けを高速に
実行することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の第１の実施例を示すブロック図、第２
図はＣブロックの先頭部分に書込む同期ワードと確認ワ
ードの一例を示す説明図、第３図は本発明の第２の実施
例を示すブロック図、第４図は本発明を適用する計算機
システムの一例を示すブロック図、第５図（ａ）は磁気
ディスク上の１トラツクに記録されるデータブロックの
一例を示す説明図、第５図（ｂ）はディスクキャッシュ
内のＩＣメモリの１トラツクスロツトに記録されるデー
タブロックの一例を示す説明図、第５１１ｉ１（Ｃ）は
磁気ディスクにおけるセクタの概念を示す説明図、第６
図（ａ）はＩＣメモリに書き込まれるデータの一例を示
す説明図、第６図（ｂ）はトラックスロット上の全レコ
ードのＣブロック先頭位置を各トラックスロット毎に示
すレコードテーブルの一例を示す説明図である。１・・・中央処理装置、２・・・制御装置、３・・・デ
ィスクキャッシュ、４・・・ディスク装置、１０・・・
キャッシュメモリ、１１．１２．′１５．１６・・・ア
ドレスレジスタ、１３、１７・・・レジスタ、１４・・
・比較回路、１８・・・ライト回路、１９・・・リード
回路、２０・・・リード／ライト制御部、２１・・・Ｆ
ＣＣ生成回路、２３・・・ＦＣＣチエツク回路。代理人弁理士　　秋　　本　　正　　実需５　図 −，２５３−

Claims

【特許請求の範囲】１、磁気ディスク装置から読出したデータを該データの
エラー訂正符号と共にブロック単位で書き込み／読み出
しを行なうメモリのブロック位置付け方法において、書
き込み時に上記ブロックの先頭部分に特定形式のデータ
と上記特定形式のデータのエラー訂正符号を書き込み、
更に読み出し時に上記特定形式のデータを検出してブロ
ック位置を検出することを特徴とするメモリのブロック
位置付け方法。２、上記特定形式のデータの検出は、特定形式のデータ
とそのエラー訂正符号の組合せを、読み出しエラーとし
て検出することを特徴とする特許請求の範囲第１項記載
のメモリのブロック位置付け方法。３、上記特定形式のデータとそのエラー訂正符号の直後
に所定の形式のデータとそのエラー訂正符号を書き込み
、読み出し時に特定形式のデータが検出された後、上記
所定の形式のデータの存在を確認して、ブロック位置を
検出することを特徴とする特許請求の範囲第１項記載の
メモリのブロック位置付け方法。４、上記読み出しエラーとして検出する特定形式のデー
タとそのエラー訂正符号の直後に所定の形式のデータと
そのエラー訂正符号を書き込み、読み出し時に特定形式
のデータが読み出しエラーとして検出された後、上記所
定の形式のデータの存在を確認して、ブロック位置を検
出することを特徴とする特許請求の範囲第２項記載のメ
モリのブロック位置付け方法。５、上記特定形式のデータのエラー訂正符号は、上記特
定形式のデータを反転したデータに基づいて形成するこ
とを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のメモリのブ
ロック位置付け方法。