JPH01304553A - 記憶装置からのデータ読出装置 - Google Patents

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、記憶装置からデータの読出しを行なう装置に
係り、特に、読出しが要求された情報と共に、その情報
になんらかの関係を持ついくつかの情報を同時に読み出
し、バッファメモリに格納する構成の補助記憶制御装置
による記憶装置からデータの読出しに好適な、データ読
出装置に関する。

〔従来の技術〕

ディスク・キャッシュを用いた磁気ディスク装置、また
は、磁気ディスク制御装置の従来装置の例は、種々見ら
れる。特しこ、大型ディスク装置では、ホストコンピュ
ータから読出要求のあったデータと共ｌ、こ、その前後
のデータ　（例えば同一トラツク上の全てのデータ）を
読み出し、ディスク・キャッシュに格納してしまう例が
多い。

磁気ディスク装置からの複数セクタ高速読出方式として
は、特開昭５８−１６３０５９号公報、あるいは、特開
昭６２−５４８８５号公報に見られる。これらの例では
、まず、ホストコンピュータから送られてきたデータ転
送要求を磁気ディスク制御装置が解析し、先頭がどのセ
クタにあるか、その先頭データが存在するトラックのど
のセクタを読めばよいかを計算した後、続出ヘッドのシ
ークを行ない、読出ヘッドが該トラックにセットされ、
ヘッドが読み出すべきセクタ上に位置していた時はそれ
が先頭のセクタであるなしにかかわらず、読出しを開始
するというデータ読出方法をとっていた６さらに、特開
昭６２−５４８８５号公報では、読み出したデータを一
度全部メモリに格納してからホストコンピュータに転送
しているが、メモリへのデータ格納の際、アドレスバス
の指定はＣＰＵが行なっていた。

〔発明が解決しようとする課題〕 上記従来技術を磁気ディスク装置からディスク・キャッ
シュへのデータ転送に応用した場合、ディスク・キャッ
シュに読み出すセクタの計算、読み出したセクタをディ
スク・キャッシュへ格納する処理等がそのままソフトウ
ェアのオーバヘットにつながってしまう。

本発明の目的は、磁気ディスク等の補助記憶装置からデ
ィスク・キャッシュへのデータ格納作業によって生ずる
ソフトウェアのオーバヘッド増加を抑えることができる
データ読出装置を提供することにある。

〔課題を解決するための手段〕

本発明は、単位長データをグループ化し、そのグループ
毎の識別子を各単位長データ毎に付してデータを記憶す
る形式の補助記憶装置と、該補助記憶装置に対してデー
タの読出しを要求するホストコンピュータと、上記両者
の間に接続して設けられ、バッファメモリを内蔵する補
助記憶制御装置とを備える情報処理装置において設けら
れ、記憶装置からのデータ読出しを行なう装置であって
。

上記目的は、上記補助記憶装置から読み出されるデータ
の各単位長データ毎に付されるグループ識別子および単
位長データ識別子を、上記補助記憶制御装置上の上記バ
ッファメモリのアドレスに変換する回路を設ける構成と
することにより達成される。

また、本発明は、好ましくは、上記ホストコンピュータ
から要求された上記補助記憶装置上のデータ識別子と、
上記補助記憶装置から読み出されたデータのデータ識別
子とを比較して、両者が一致した時、一致信号を出力す
る比較回路を備える構成とする。

すなわち、本発明は、ホストから読出要求のあった最初
のデータが記憶装置上データグループ群のどのグループ
に属するかを判定する手段と、グループ番号と単位長デ
ータ識別番号とをメモリに対応させるための識別番号−
メモリアドレス変換回路を用いて続出データをメモリに
格納する手段とを備えて構成される。さらに、本発明は
、ホストから要求のあったデータの先頭を媒体から読み
出し始めた時点で、メモリへのデータ格納を継続すると
共に、読み出し始めたことをホストへのデータ転送装置
、あるいは、それをコントロールするＣＰＵに知らせる
手段として、上記した比較回路を設けることが好ましい
。

本発明を適用できる補助記憶装置としては、種々のもの
があるが、−膜内には、磁気ディスク装置が挙げられる
。また、バッファメモリとしては、ディスク・キャッシ
ュが用いられる。本発明の読出装置は、補助記憶制御装
置に設けられる。磁気ディスク装置の場合、磁気ディス
クコントローラに設けられる。

〔作　用〕

任意のデータが要求された時、まず、”補助記憶制御装
置は、要求されたデータの属するグループのグループ認
識情報を知る手段により、どのグループを読み出すかを
決定する。どのグループかを知るだけで、補助記憶制御
装置はそのグループが記録されている場所に読出ヘッド
を移動し始めることができる。

目的の場所にヘッドが来た時、その単位長さのデータに
付けられたグループ認識情報が、以前に求めたホストか
らの要求データのグループＬＺＴＩｔ情報に一致した時
、即座にそのデータの読出しを開始する手段により、補
助記憶制御装置はデータを読み出し始める。

読出しを開始した後、メモリへのデータ格納を行なうた
めのアドレス指定は、識別番号−メモリアドレス変換回
路で行なうため、ＣＰＵはメモリへのデータ格納のため
の制御から解放される。補助記憶制御装置は、ホストか
らの要求データを読み出し始めた時点で、メモリ装置へ
のデータ格納を継続すると共に、ホストへのデータ転送
装置、あるいは、それをコントロールするＣＰＵに知ら
せる信号を出力する。

この信号を用いることにより、ＣＰＵは読み出されたデ
ータがホストから要求のあったデータかどうかを常に監
視する必要がない。よって、これらにより、記憶装置か
らメモリへのデータ格納中は、ＣＰＵは転送されてきた
データがホストへ送るへきデータであるかどうかを監視
し続ける必要がなくなる。

よって、これらにより、記憶装置がらメモリへのデータ
転送処理に関するＣＰＵの使用時間が大幅に低減される
。

〔実施例〕

以下、本発明の一実施例について第１〜第６図を参照し
て説明する。

第１図に本発明の一実施例である磁気ディスクコントロ
ーラの構成をブロック図により示す。

同図に示すように１本実施例の磁気ディスクコン１−ロ
ーラ２は、ホストコンピュータ１と磁気ディスク３との
間に設けられる。この磁気ディスクコントローラ２中に
は、ポートレジスタ２１および２５と、本発明の要部で
あるディレクトリ２２と、ディスク・キャッシュ２３と
、キャッシュ・アドレス情報２４と、ＣＰＵ２６とが設
けられている。

磁気ディスクコントローラ２は、ホストコンピュータ１
からあるデータの読出命令が来た時、ポートレジスタ２
１を通して読出命令を受は取り、ディレクトリ２２に渡
す・ ディレクトリ２２は、まず、要求のあったデータがどの
グループに入っているかをアドレス計算回路２２１で計
算する。ここで、グループとは、ディスク・キャッシュ
２３に入出力される一定データ単位のブロックを示す。

以上実施例として１トラツク分のデータを１グループと
した場合について述べる。

次に、ディレクトリ２２は、該要求データの存在するト
ラック上のデータがディスク・キャッシュ２３上にある
かどうか、ディスク・キャッシュ２３のアドレス情報２
４を検索する。キャッシュ・アドレス情報２４には、第
２図に示す通り、アドレス情報に続くキャッシュ・メモ
リの１ス日ソ１−に入っているデータのシリンダ番号、
トラック番号が入っている。ここで述べるディスク・キ
ャッシュとは、大容量の半導体メモリであり、ディスク
装置１トラツク分の容量を１スロツトとして分割されて
いる。

該要求トラック番号がキャッシュ・アドレス情報２４上
にあった場合、ディレクトリ２２は、該要求データの先
頭メモリアドレスをセクタ番号−メモリアドレス変換回
路２２２によって求め、ディスク・キャッシュ２３から
データを読み出し、データ転送装置２２３、ポートレジ
スタ２１を通してホストコンピュータ１へ転送する。

このように、本実施例によれば、ホストコンピュータ１
から送られてきたデータが入っているセクタのセクタ番
号をディスク・キャッシュ２３のアドレスに変換する計
算を、ＣＰＵは行なわずに済む。

このセクタ番号−メモリアドレス変換の一実施例を、第
２図を用いて説明する。

まず、磁気ディスクコントローラ２のＣＰＵ２６により
、データを出し入れするスロットｍが、アドレス情報２
４にあるシリンダ番号とトラック番号により指定される
。ディスク・キャッシュ２３は、１トラツクにあるセク
タの数に分割されており、セクタ番号と、そのセクタに
あるデータが格納されるメモリの先頭アドレスが対応し
ている。

セクタ番号がセクタ番号−メモリアドレス変換回路２２
２に送られると、変換回路２２２は、そのセクタ番号に
対応するメモリ先頭番号からデータの出し入れを行なう
ようディスク・キャッシュ２３のアドレスを指定する。

ディスク・キャッシュ２３に出し入れしたいデータが複
数の連続セクタにまたがる時は、セクタ番号−アドレス
計算回路に先頭セクタ番号とセクタ数をセットしてやれ
ばよい。このようにセットすると、セクタ番号−アドレ
ス変換回路２２２は、最初に先頭セクタ番号に相当する
番地を指定し、１セクタ転送が終る毎にセクタ数のカウ
ンタをディクリメントし、０になった時転送を終了する
。

該要求データの存在するトラック上のデータがディスク
・キャッシュ２３上にないときは、ディレクトリ２２は
、ボートレジスタ２５を通じ、該要求データが存在する
磁気ディスク装置３をアクセスする。まず、ディレクト
リ２２は、磁気ディスク装置３に対し、該要求データの
存在するディスク上のトラック番号を指定する。

トラック番号を指定されたディスク装置３は、まず、指
定されたトラック位置にヘッドのシークを行なう。固定
セクタ方式のディスク装置では、セクタ毎に、その先頭
部分に第３図のようなアドレス情報が記録されている。

ディスク装置３は、シークが終ってデータを読み出し、
シークを行なったトラックが目的のトラックであること
を確認したら、すぐに、セクタ番号とは無関係にデータ
を媒体から読み出し始める。

読み出されたデータは、磁気ディスクコントローラ２へ
転送される。該データは、第１図に示したポートレジス
タ２５から磁気ディスクコントローラ２に取り込まれ、
ディレクトリ２２に送られる。

そこで、セクタアドレスを、セクタ番号−アドレス変換
回路２２２で変換し、該セクタのデータを格納する先頭
アドレスを指定する。その後、セクタ番号−メモリアド
レス変換回路２２２は、１セクタバイト数分のデータを
ディスク・キャッシュに転送し終るまでアドレスを順に
増加させる。

１セクタ分を転送した後、ディレクトリ２２は、データ
転送を休止し、次のセクタ番号が送られてくるまで待ち
、次のセクタ番号が送られてきた時点で、また同じ動作
が繰り返される。

セクタ番号−メモリアドレス変換回路２２２は、セクタ
カウンタを持っており、１トラツク分のセクタ数が読み
出された時点で、ＣＰＵ２６に転送終了を報告する。

このように、ディスク装置からディスク・キャッシュへ
１トラツクを転送する動作では、セクタ番号の検査を行
なう必要がなくなり、ディスク・キャッシュをコントロ
ールする制御装置の専有時間が減少する。

その様子を示したのが第４図である。同図（ａ）は１本
発明の上記実施例におけるＣＰＵ専有状態を示す、同図
（ｂ）は、従来の例におけるＣＰＵ専有状態を示す。従
来例は、読み出すべきセクタのｚｔ算をシーク開始前に
行なっており、そのためシ一り開始が遅れているのがわ
かる。また、データ転送中もセクタＩＤの確認のための
割込みが入り、その分磁気ディスク制御装置のマイクロ
プロセッサを専有する時間が長くなってしまうのがわか
る。

アドレス計算回路２２１は、トラック番号を計算してシ
ーク命令を出す回路にセットした後、先頭セクタ番号を
計算し、セクタ番号比較回路２２４にセットする。比較
回路２２４は、セクタ番号が送られてくるたびにそのセ
クタ番号とセットされているセクタ番号を比較する。比
較結果が一致しない時はディスク・キャッシュへの転送
のみを行なう。一致した場合は、ディスク・キャッシュ
２３への転送と共に転送装置２２３、あるいは、ＣＰＵ
２６に知らせる。

ホストコンピュータ１が空いている時は、その時点でコ
ントローラ２はホストコンピュータ１へデータ転送を開
始する。ディスク・キャッシュ２３へのデータ転送は並
行して継続される。

また、上記例ではディスク・キャッシュ２３とホストコ
ンピュータ１の間の転送と、ディスク・キャッシュ２３
と磁気ディスク装置３の間の転送とを、一つのデータ転
送装置２２３で行なっているが、ディスク・キャッシュ
のボートを二つにし、各ポートに磁気ディスク用とホス
トコンピュータ用の転送装置をつけてもよい。

ホストコンピュータ１が空いていない時は、ディスク・
キャッシュ２へのデータ転送のみが行なわれ、ホストコ
ンピュータ１が空いた時点でディスク・キャッシュ２３
からホストコンピュータ１ヘデータ転送が行なわれる。

上記のセクタ番号比較動作およびセクタ番号の認識動作
の起動は、ディスク装置からのセクタ検出信号で行なえ
ばよい。ソフトセクタ、ハードセクタどちらの場合でも
同じである。

アドレス計算回路２２１は、比較回路２２４に先頭セク
タ番号をセットする時に、同時に転送すべきセクタ数も
セントする。比較回路２２４は、先頭セクタアドレスを
ホスト側に送出し始めてからセクタを一つずつ送る毎に
、この転送すべきセクタ数がセットされているレジスタ
に格納されている数を一つずつ減らしていき、レジスタ
の数字が０になった時点で、ホストコンピュータ１への
データ転送を終了する。

トラックの最後にきても転送が終了しなかった場合は、
そこでホストコンピュータ１へのデータ転送を中断し、
次のトラックにシークして、そこの指定セクタからデー
タが読み出されてから、ホストコンピュータ１へのデー
タ転送を再開する。

読出し可能となったと同時に、ディスク装置３は、デー
タを読み出し始め、ディスクコントローラ２は、ディス
ク装置３から送られてきたデータをディスク・キャッシ
ュ２３に書き込み始める。

データ読出しの最中にホストコンピュータ１への転送開
始セクタが送られてきた時点で、ディスクコントローラ
２はホストコンピュータ１へ転送を開始する。その様子
を第５図に示す。

特開昭６２−５４８８５号公報に記載された磁気ディス
ク制御装置では、トラック上の読み出すべきデータを全
てバッファメモリ上に格納してから、ホストコンピュー
タにデータ転送を開始するため、第６図のようになる。

上記実施例に較べ、Ｔ□十Ｔ２の時間だけ、データ転送
開始時間が遅れる。

ただし、ホストシステム１−ディスクコントローラ２の
間のバスの専有時間は、特開昭６２−５４８８５号公報
の方が短く、前記実施例に較べ有利となる。特に、ホス
ト−ディスクコントローラ間のチャンネル使用権がデー
タ転送の律速になっている場合に問題となる。その場合
は、特開昭６２−５４８８５号公報の中で用いられてい
る方法、すなわち、メモリにデータを全て格納し終えて
からデータ転送を行なう方法を実施してもよい。

さらに、上記実施例では、グループの判別にトランク番
号を用いたが、これはトラック番号である必要はなく、
シリンダ番号、あるいは、新たにグループ認識情報を書
き込むエリアを設け、そこ　ｌに書き込んであるもので
もよい。

また、上記実施例では、ディスク装置について述べたが
、例えば、磁気テープ装置についても応用ができる。磁
気テープの各々のセクタアドレスを利用するか、または
、ＩＤ部に新たにグループ認識情報を設け、上記実施例
と同様の動作を行なわせることにより、読出処理に対す
るプロセッサの使用時間削減が考えられる。同様に、光
ディスク、磁気バブルメモリ等への応用も可能である。

〔発明の効果〕

本発明によれば、記憶装置からバッファメモリへのデー
タ転送において、セクタＩＤを読み、そのセクタをキャ
ッシュに格納するかどうかについてＣＰＵが判断する必
要がなくなるため、その分ＣＰＵの専有時間を短くする
ことができる。また。

ホス１−システムへのデータ転送の際も、セクタ毎にＣ
ＰＵに割込みが入ることがなくなるため、その分またＣ
ＰＵの専有時間が短くなるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例の全体構成を示すブロック図
、第２図はディスク・キャッシュの構成を示すブロック
図、第３図は一般にディスク装置に用いられているＩＤ
情報の概要を示す説明図、第４図は本発明を実施した場
合とそうでない場合のＣＰＵの専有時間を示した説明図
、第５図はキャッシュとホストコンピュータへ同時にデ
ータを転送する方式を実施した場合のデータ転送の様子
を示した説明図、第６図は特開昭６２−５４８８５号公
報の方式を用いた場合のデータ転送の様子を示した説明
図である。 １・・・ホストコンピュータ、２・・・磁気ディスクコ
ントローラ、３・・・磁気ディスク装置、２２・・・デ
ィレクトリ、２２１・・・トラック、セクタ計算回路、
２２２・・セクタ番号−アドレス変換回路、２２３・・
・データ転送装置、２２４・・・セクタ番号比較回路、
２３・・・ディスク・キャッシュ、２４・・キャッシュ
・アドレス情報。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、単位長データをグループ化し、そのグループ毎の識
   別子を各単位長データ毎に付してデータを記憶する形式
   の補助記憶装置と、該補助記憶装置に対してデータの読
   出しを要求するホストコンピュータと、上記両者の間に
   接続して設けられ、バッファメモリを内蔵する補助記憶
   制御装置とを備える情報処理装置において設けられ、記
   憶装置からのデータ読出しを行なう装置であって、 上記補助記憶装置から読み出されるデータの各単位長デ
   ータ毎に付されるグループ識別子および単位長データ識
   別子を、上記補助記憶制御装置上の上記バッファメモリ
   のアドレスに変換する回路を設けてなることを特徴とす
   る記憶装置からのデータ読出装置。 ２、上記ホストコンピュータから要求された上記補助記
   憶装置上のデータ識別子と、上記補助記憶装置から読み
   出されたデータのデータ識別子とを比較して、両者が一
   致した時、一致信号を出力する比較回路を備えた、請求
   項１記載の記憶装置からのデータ読出装置。