JPH02239317A - 磁気ディスク制御方式 - 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、磁気ディスク制御技術に関し、特に、磁気デ
ィスクサブシステムを外部記憶装置として使用する電子
計算機システムに適用して効果のある技術に関する。

〔従来の技術〕

たとえば、外部記憶装置として、磁気ディスクサブシス
テムを用いる汎用の電子計算機システムの構成としては
、一般に第８図に示されるようなものが考えられる。

すなわち、電子計算機システムの中央処理装置４　０　
１　　（ＣＰＵ）にはチャネル装置４０１ａを介して、
磁気ディスク制御装置４０２（ＤＫＣ）および複数台の
磁気ディスク記憶装置４０３（ＤＫＵ）からなる磁気デ
ィスクサブシステムが接続されており、ＤＫＣは複数台
のＤＫＵとチャネル装置４０１ａとの間における情報の
授受を制御している。

ＣＰＵには、計算機システム全体を統轄して制御するオ
ペレーティング・システム４０４（ＯＳ）が常駐してお
り、後述のような一般のプログラムにおいて発生する入
出力要求（Ｉ／Ｏ）は、当該ＯＳを介して発行され、チ
ャネル装置４０１ａからＤＫＣを介して個々のＤＫＵに
伝達される。

個々のＤＫＵには異なる論理アドレスが付与されており
、ＯＳは一つの論理アドレスに対して同時には一つのＩ
／Ｏしか発行できない。このため、ＣＰＵ内において実
行される複数の通常のプログラムがあり、これらのプロ
グラムがＯＳに要求したＩ／Ｏが同一のＤＫＵに対して
の起動であるときは、ＯＳ内に先に発行されたＩ／Ｏを
先頭に待ち行列４０５を、個々のＤＫＵ毎に作成する。

一般に、待ち行列に登録されたＩ／Ｏの処理順序は、先
入れ先出し処理（ある場所に蓄積されたものを取り出す
とき、先に入ったものを先に取り出す方式で、要求ある
いは登録された順に処理すること）によって決定され、
さらに、個々のＩ／Ｏは、逐次処理（一つのＩ／Ｏの処
理を中断することな＜、終了まで継続的に処理する方式
）を行っている。

この一般の処理方式によると、たとえば、３つの通常の
プログラムＰｉ．Ｐ２．Ｐ３がＣＰＵにおいて実行状態
にあり、まず、Ｐ１がＩ／０１を発行し、次に２２がＩ
／Ｏ２．その次にＰ３がＩ／Ｏ・３を発行したならば、
待ち行列４０５には、１／０１．，ｒ／０２．Ｉ／０３
の順で登録される。

この時、Ｉ／Ｏ２の処理はＩ／０１の処理が完了するま
で開始できず、また、■／０３の処理はＩ／０２の処理
が終了するまで開始できない。

ところで、このような磁気ディスクサブシステムに関し
て特開昭５８−７２２６１号公報に開示された技術によ
れば、待ち行列を作成する場合、第３図に示されるよう
に、一つの物理的なＤＫＵ毎に複数個の論理アドレスを
設定することにより、待ち行列を複数個に分割している
。これにより個々のＤＫＵは論理アドレス毎に最大１個
のＩ／Ｏを他の論理アドレスと並列に受け付けることが
可能となり、個々のＤＫＵでは、現在のヘッド位置を考
慮して、シーク時のヘッド移動距離が最小となるような
論理アドレスのＩ／Ｏを選択することで、記憶媒体であ
る磁気ディスクにたいする情報の効率的な記録・再生処
理が実現できることになる。

たとえば、第９図に示されるように、論理アドレスＡ１
にｒ／０１があり、そのシーク指令に対するリード・ラ
イト処理がが終了した時点で別の論理アドレスに待機中
のＩ／Ｏがあり、論理アドレスＡ２の■／０２のシーク
指令が１０００番地、論理Ｉ／ＯＡ３のＩ／０３のシー
ク措令が１００番地と２つ存在した場合、まず最寄りの
シークアドレスである１００番地を選択し、その処理が
終了した後に１０００番地を選択する。これは、Ｉ／Ｏ
１．１／０３，Ｉ／Ｏ２の順で処理されたことを示して
いる。なお、論理アドレスＡ３に対応するＩ／Ｏによっ
てシークアドレス１００番地での処理をしている間に論
理アドレスＡ１に次のシーク指令として１０番地を攬定
するようなＩ／Ｏを受領した場合には、待機中となって
いるＩ／Ｏの示すシークアドレスは、１０番地と１００
０番地の２つとなり、最寄りの１０番地が次に選択され
ることになる。

このように、特開昭５８−７２２６１号公報に開示され
た技術では、複数の論理アドレス間では、ＯＳから発行
された順とは独立の順序でＤＫＵにおける入出力処理を
行うことを可能にしている。

〔発明が解決しようとする課題〕

ところが、上記のような各従来技術では、たとえば通常
のプログラムとＤＫＬＩの記憶媒体である磁気ディスク
のバックアップを取るためのダンブプログラムのように
、重要度すなわち優先順位の異なる複数のプログラムが
ＣＰＵにおいて並列稼働している場合については配慮さ
れておらず、以下のような問題がある。

すなわち、２つのプログラムＰ１およびＰ２が稼働中で
、特定のＤＫＵの論理アドレスに対して、Ｐ　１　カＢ
数（Ｄ　Ｉ　／ＯとしｒＸ６３．Ｙ６４．Ｚ６５を発行
し、これより少し遅れて、優先順位の高いＰ２が複数の
Ｉ／Ｏとしてｘ６Ｂ．ｙ６７．ｚ６８を発行したとする
。この時、一般の制御方式では、第１０図に示されるよ
うに、当該論理アドレスに対応する１つの待ち行列に、
まずＰＩが発行したＸ６３〜Ｚ６５が入り、次にＰ２が
発行したｘ６６〜ｚ６８が入り、先入れ先出しの逐次処
理ニヨッテ、Ｘ６３．Ｙ６４．Ｚ６５．ｘ６６，ｙ６７
．ｚ６Ｂの順で処理が遂行される。

従って、あるプログラムの発行したＩ／Ｏの処理が開始
されると、後に優先順位の高いプログラムの発行したＩ
／Ｏが在ったとしても、前者の全てのＩ／Ｏの処理が完
了するまで、後者の発行したＩ／Ｏは待たされることに
なり、発行元のプログラムの優先順位が実際のＩ／Ｏの
実行に反映されず、システム全体の効率が低下するとい
う問題を生じる。

一方、前記の特開昭５　８−７　２　２　６　１号公報
の技術では、第１１１１？に示されるように、個々のＤ
ＫＵに対して複数の論理アドレスが設けられ、各々にプ
ログラム単位でＩ／Ｏを入れるので、あるｍ理７　｝’
Ｌ，スｉ，：Ｐ　１（７）　Ｉ／Ｏ群Ｘ６３．Ｙ６４．
Ｚ６５を入れ、別の論理アドレスにＰ２のＩ／Ｏ群ｘ６
６．ｙ６７，ｚ６８を入れることにより、一つのＤＫＵ
が複数のＩ／Ｏを並列に受け付けることを可能にしてい
る。そして、逐次処理により、各１／Ｏは、Ｘ６３．ｘ
６６．Ｙ６４，ｙ６７．２６５．ｚ６８の順で実行され
る。

ここで、優先順位の高いプログラムＰ２の発行したＩ／
Ｏであるｘ６６に着目すると、この特開昭５８−７２２
６１号公報の技術では、前述の一般の制御方式よりも速
い時点で処理を開始していることが判る。しかし、同じ
プログラムＰ２のＩ／Ｏであるｚ６８について見ると一
般の制御方式と全くかわらず、プログラムの優先順位を
実行の順位に反映させるという効果がなんら得られてい
ない。なぜなら、同技術では、１つの■／○が完了する
と、同じ論理アドレスに発行されたＩ／Ｏを実行せず、
他の論理アドレスに発行されているＩ／Ｏを対象とし、
その中でンークアドレスが現在のヘッド位置に最も近い
ものを選択して処理を開始するので、当該論理アドレス
以外に１つしか待機中の論理アドレスがなければ、当該
論理アドレスのＩ／Ｏと他の論理アドレスのＩ．　／　
Ｏを交互に処理するからである。

このように、一般の従来技術ふよび特開昭５８−７２２
６１号公報に開示された従来技術では、並行して稼働す
る複数のプログラム間の優先順位が異なる場合に、プロ
グラムの優先順位が各プログラムから発行されたＩ／Ｏ
の実行順序に反映されず、優先順位の高いプログラムの
Ｉ／Ｏの待ち時間が長くなって、システム全体の効率が
低下するという問題がある。

そこで、本発明の目的は、優先順位の異なる複数のプロ
グラムの並行稼働に際して、個々のプログラムの優先順
位が当該プログラムから発行される入出力要求の実行順
序に反映するようにして、磁気ディスクサブシステムに
おける入出力処理全体の効率を向上させることが可能な
磁気ディスク制御方式を提供することにある。

本発明の他の目的は、優先順位の異なる複数のプログラ
ムの並行稼働に際して、優先順位の低いプログラムから
の入出力要求の実行までの待ち時間が極端に長くなるこ
とを回避することが可能な磁気ディスク制御方式を提供
することにある。

本発明の前記ならびにその他の目的と新規な特徴は、本
明細書の記述および添付図面から明らかになるであろう
。

〔課穎を解決するための手段〕

本願において開示される発明のうち、代表的なものの概
要を簡単に説明すれば、下記のとありである。

すなわち、本発明になる磁気ディスク制御方式は、上位
装置との間で授受される情報の記憶媒体に対する記録お
よび再生動作を行う磁気ディスク記憶装置と、この磁気
ディスク記憶装置と上位装置との間に介在し、情報の授
受を制御する磁気ディスク制御装置とからなる磁気ディ
スクサブシステムであって、１つの物理的な磁気ディス
ク記憶装置毎に複数の論理アドレスを設定し、各々の磁
気ディスク記憶装置では、論理アドレス毎に優先順位の
異なる入出力要求を他の論理アドレスと並列に受け付け
、優先順位の低い第１の入出力要求の実行時に優先順位
の高い第２の入出力要求が発行された場合には、前記第
１の入出力要求の実行を中断して第２の入出力要求を優
先的に実行し、その後第１の入出力要求の実行を再開す
るようにしたものである。

〔作用〕

上記した本発明の磁気ディスク制御方式によれば、磁気
ディスクサブシステムの側において複数の磁気ディスク
記憶装置の各々に付与された複数の論理アドレスに発行
される入出力要求の実行時の優先順位に差異を持たせる
とともに、上位装置の側では、並行して稼働する優先順
位の異なる複数のプログラムから同一の磁気ディスク記
憶装置に対して発行される優先順位の低い第１の入出力
要求と優先順位の高い第２の入出力要求とを、優先順位
に応じた論理アドレスに振り分けることで、同一の磁気
ディスク記憶装置における優先順位の低い論理アドレス
に割り当てられた第１の入出力要求の実行時に、優先ｊ
頃位の高い論理アドレスに第２の入出力要求発行された
場合には、第１の入出力要求の実行の中断および再開に
よって第２の入出力要求を優先的に処理することが可能
となる。

これにより、優先順位の異なる複数のプログラムの並行
稼働に際して、個々のプログラムの優先順位が当該プロ
グラムから発行される入出力要求の実行順序に反映させ
ることができ、磁気ディスクサブンステムにおける入出
力処理全体の効率を向上させることが可能となる。

また、優先順位の高い第２の入出力要求の実行のために
、優先順位の低い第１の入出力要求の実行の中断回数を
計数し、当該中断回数が所定の上限に達した後は、優先
順位の高い第２の入出力要求の発生にかかわらず、優先
順位の低い第１の入出力要求の実行を完遂させることで
、優先順位の異なる複数のプログラムの並行稼働に際し
て、優先順位の低いプログラムからの入出力要求の実行
までの待ち時間が極端に長くなることを回避することが
できる。

〔実施例〕

以下、本発明の一実施例である磁気ディスク制御方式に
ついて図面を参照しながら詳細に説明する。

第１図および第２図は、本発明の一実施例である磁気デ
ィスク制御方式の場合と、従来技術の場合における磁気
ディスク記憶装置での入出力処理の差異を対照して示す
タイムチャートであり、第３図は、本実施例の磁気ディ
スク制御方式が実施される電子計算機システムの構成の
一例を示すブロック図である。

まず、第３図によって、本実施例における電子計算機シ
ステムの構成の概略を説明する。

たとえば汎用の電子計算機システムの中央処理装置など
からなる上位装置１０には、当該上位装置１０に代わっ
て外部との情報の授受を行うチャネル装置２０が設けら
れている。

このチャネル装置２０には、チャネルインタフェース２
０ａを介して、磁気ディスク制鍵装置３０および複数の
ｎ台の磁気ディスク記憶装置３１，３２．．３ｎからな
る磁気ディスクサブシステムが接続されている。

磁気ディスクサブシステムを構成する個々の磁気ディス
ク記憶装置３１〜３ｎと、磁気ディスク制御装置３０と
は、デバイスインタフェース３０ａを介して相互に接続
されている。

上位装置１０には、システム全体を統轄して制御するオ
ペレーティング・システム１０ａが常駐しており、この
オペレーティング・システム１０ａの管理の下で、複数
の通常のプログラムが並行して実行される。

また、個々のプログラムの実行過程において発生する磁
気ディスクサブシステムに対する情報の入出力要求は、
オペレーティング・システム１０ａによって掌握され、
適宜チャネル装置２０を介して外部の磁気ディスクサブ
システムに発行される。

この場合、磁気ディスクサブシステムのｎ台の磁気ディ
スク記ｔＩ装置３１〜３ｎの各々には、複数のｍ個の論
理アドレス１１〜ｌｍ，論理アドレス２１〜２ｍ，，，
．論理アドレスｎ１〜ｎｍが付与されており、オペレー
ティング・システム１０ａの内部には、これらの複数の
論理アドレス１１〜ｎｍに対応した複数の待ち行列１０
ｂが構成されている。

そして、上位装置１０において実行される複数のプログ
ラムから発生する複数の入出力要求は、オペレーティン
グ・／ステム１０ａによって適宜目的の磁気ディスク記
憶装置３１〜３ｎの対応する論理アドレスの待ち行列１
０ｂに振り分けられ、後述のような手順で実行されてい
くようになっている。

また、この場合、磁気ディスク制御装置３０には、後述
のような制御によって中断される優先順位の低いプログ
ラムの入出力要求の中断回数を計数する中断カウンタ３
０ｂと、現在中断状態にあるか否かを判定するためのＤ
Ｉ／Ｏ中断フラグ３０ｃとが設けられている。

一方、磁気ディスク記憶装置３１〜３ｎにおいては、特
に図示しないが、記憶媒体である夜数枚の磁気ディスク
が同軸に回転され、個々の磁気ディスクの表面には、同
心円状に複数のトラックＴが設けられており、異なる磁
気ディスクの回転中心から等距離にある（すなわち、同
一半径の）一群のトラフクＴがシリンダという概念で一
括して管理されている。

これは、個々の磁気ディスクに対して情報の記録再生を
行う一群の磁気ヘッドの当該磁気ディスクの径方向にお
ける機械的な移動の所要時間が個々の磁気ディスク対応
に設けられた複数の磁気ヘッド間の電気的な切り換え時
間よりも極めて大きいため、前述のようなシリンダ単位
で情報を管理したほうが記録再生動作全体の高効率化を
図れるためである。

個々のトラックＴにふける記録フォーマットしては、本
実施例の場合には、第６図に示されるような、いわゆる
Ｃ　Ｋ　Ｄ　（Ｃｏｕｎｔ　Ｋｅｙ　Ｄａｔａ）　　方
式が採用されている。

すなわち、個々のトラックＴには、当該トラックＴの先
頭位置を示すインデックス１０１と、情報の記録再生に
おける各種の制御情報が記録された一つのホームアドレ
ス１０２およびレコードＲＯと、通常の情報が記録され
る複数のレコードＲ１，　−　Ｒ　ｎからなっている。

レコードＲＯはカウント部１０３およびデータ部１０４
からなり、レコードＲ１〜Ｒｎは、それぞれカウント部
１０５キ一部１０６，データ部１０７で構成されている
。

なお、各部の詳細については周知の技術であるので詳し
い説明は割愛する。

このような、構成の電子計算機システムにおいて、本実
施例では、磁気ディスクサブシステムの複数台の磁気デ
ィスク記憶装置３１〜３ｎに格納されている情報を、障
害発生時の情報破壊などに備えて、あらかじめ他の記憶
媒体である磁気テープなどに複写して保存する処理を行
うダンブプログラムと、通常の業務を行う通常プログラ
ムとを並行してＫＩＤさせる場合について説明する。

前述のように、ダンブ処理は、磁気ディスク記憶装置に
格納されている情報を磁気テープに保存するという保守
的な作業であり、ダンブプログラムが発行するダンブ入
出力要求ＤＩ／Ｏ（第１の入出力要求）は、通常の業務
を行う通常プログラムが発行する通常入出力要求Ｓ　Ｉ
／Ｏ　．（第２の入出力要求）よりも重要度すなわち優
先順位が低いと考えてよい。

このダンブ処理の実行に際してチャネル装冒２０から磁
気ディスクサブシステムに発行される一連のコマンドチ
ェインの一例として、一般に第５図に示されるようなも
のが考えられる。

すなわち、同図に示されるように、本実施例のダンフ処
理のコマンドチェインは、目的のシリンダに磁気ヘッド
群を位置付けるＳＥＥＫ９　１と、目的のシリンダ内の
目的のトラックを探すＳＥＡＲＣＨ　　ｒＤ９２．ＴＩ
ｃ９３．ＲＥＡＤ　　ＤＡＴＡ９４と、通常の複数のレ
コードＲｌ＝Ｒｎを連続して読み取るＲＥＡＤ　　ＭＣ
ＫＤ９５と、次のトラックの読み取り動作に自動的に切
り換えさせるＭＵＬＴＩＴＲＡｃＫ　　ＳＥＡＲＣＨ　
　ＩＤ９６と、この動作が成功するまで繰り返させるＴ
ＩＣ９７と、ＲＥＡＤ　　ＤＡＴＡ９８．ＲＥＡＤＭＣ
ＫＤ９９などの繰り返しで成り立っている。

そして、ダンブ処理の実行に際しては、まず、ＳＥＥＫ
９　１で目的のトラックを含むシリンダに磁気ヘッド群
を位置付け、さらに、ＳＥＡＲＣＨＩＤ９２でレコード
ＲＯのカウント部１０３を読み取ることで目的のトラッ
クを探す動作をＴｆＣ９３によって繰り返し、目的のト
ラックが見つかったらＲＥＡＤ　　ＤＡＴＡ９４と当該
トラックのレコードＲＯのデータ郎１０４を読み取る。

そして、ＲＥＡＤ　　ＭＣＫＤ９５で当該トラック内の
レコードＲ１〜Ｒｎを読み取ることで１トラック分のダ
ンブが完了する。通常、ダンプ処理はｌシリンダ単位で
実行されるため、引き続くＭＵＬＴＩＴＲＡＣＫ　　Ｓ
ΔＥＲＣＨ　　ＩＤ９６およびＴＩＣ９７によって、現
在のトラックのインデックス１０１を検出すると同時に
自動的に同一シリンダ内の次のトラックのレコードＲＯ
Ｏカウント部１０３を探す動作を成功するまで繰り返し
、一致がとれたらＲＥＡＤ　　ＤΔＴＡ９８によってレ
コードＲＯのデータ邪１０４を読み取り、ＲＥＡＤ　　
ＭＣＫＤ９９によって以降の全レコードを読み取る。こ
れらの一連の操作を１シリンダ内のトラック数分だけ繰
り返すのである。

従って、現在の一般的な性能の磁気ディスク記憶装置に
おける磁気ディスクの平均的な回転時間を１６．６ｍｓ
　（３　６　０　０　ｒ　ｐｍ）　，　　｝ラック数を
１５トラック／シリンダとすると、ｌシリンダのダンブ
処理におけるダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏの実行時間は、
両者の積により約２　５　０ｍｓとなる。

このような、ダンブ処理のためのダンプ入出力要求Ｄ　
Ｉ／Ｏの実行中に、通常のプログラムからの通常入出力
要求Ｓ　ｒ／Ｏが発生した場合における磁気ディスクサ
ブシステムの動作を、本実施例の場合と従来技術の場合
とについて示したタイムチャートが第１図および第２図
である。

目的の磁気ディスク配憶装置３１がフリー状態にあると
き、オペレーティング・システム１．　０　ａ内の待ち
行列Ｊｏｂ（１１）（物理的な磁気ディスク記憶装置３
１の論理アドレスに対応する）により、第２図の時刻ｔ
１に右いてダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏが発行され、磁気
ヘッド群の目的のシリンダへの位置付け要求があったと
する。

磁気ディスク制御装置３０は、位置付けのための計算な
どをし、その後、磁気ディスク記憶装置３１は時刻ｔ２
〜ｔ３でシーク動作を行う。時刻ｔ３で目的のシリンダ
への位置付けが完了したら、逐次処理によりｌシリンダ
分の読み取り動作を開始する。オペレーティング・シス
テム１０ａは、この読み取り動作の最中であっても当該
磁気ディスク記憶装置３ｌに対して、他の論理アドレス
１２〜１ｍまでの待ち行列１０ｂの先頭の入出力要求な
らばどれでも発行可能である。この時、たとえば、時刻
ｔ６において論理アドレス１２に対応する待ち行列１０
ｂより通常入出力要求Ｓｌ／０が発行されたとする。従
来技術では、時刻ｔ７で一旦ビジー（使用中）を報告し
、時刻ｔ５で１シリンダ分のダンプ処理が終了した後、
時刻ｔ８でビジー・トゥ・フリー（使用可）を報告する
。時刻ｔ９で通常入出力要求Ｓｌ／Ｏの再起動を受け付
けたら、時刻ｔｌＯ〜ｔｌｌでシーク動作を行い、時刻
ｔｌｌ〜ｔｌ２で目的の記録・再生動作を行う。この時
、通常入出力要求Ｓ　Ｉ／Ｏは、ダンブ入出力要求１］
／○が終了し、再起動が受け付けられるまで（時刻ｔ６
〜ｔ９）平均約１２５ｍｓだけ必ず待たされることにな
る。

そこで、本実施例の場合には、第７図の流れ図に示され
るように、以下のようにして、ダンブ入出力要求ＤＩ／
Ｏの実行中に発行された通常入出力要求Ｓｌ／Ｏの上述
のような待ち時間を最小にする動作を行う。

まず、磁気ディスク制御装置３０は、後述の操作に備え
て、内部に設けられている優先順位の低いダンブ入出力
要求ＤＩ／Ｏの中断回数を計数する中断カウンタ３０ｂ
の値■をゼロにする（ステップ１１１）。

通常、ダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏのみの場合には、磁気
ディスク制御装置３０は１トラック分のダンプ処理が終
了したか否かを判定し（ステップ１　１　２）　、さら
に１シリンダ分のダンブ処理が完了したか否かを判定し
（ステップ１１３）、１シリンダ分のダンブ処理が完了
したならばダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏを終了する（ステ
ップ１１４）。

一方、ステップ１１３において１シリンダ分のダンブ処
理が未了の場合には、当該磁気ディスク記憶装置３１に
対して、現在実行中のダンプ入出力要求Ｄ！／０よりも
優先順位の高い通常入出力要求３１／Ｏが発行されてい
るか否かを調べる（ステップ１１５）。

なあ、本実施例の場合は、この優先順位の判定は、オペ
レーティング・システム１０ａの内部に当該磁気ディス
ク記憶装置３１に割り当てられた腹数個の論理アドレス
１１〜１ｍの何れかによって判定する。すなわち、オペ
レーティング・システム１０ａは、優先順位の低いダン
ブ入出力要求ＤＩ／Ｏを論理アドレス１１に割り当て、
通常入出力要求Ｓｒ／Ｏをそれ以外の論理アドレス１２
〜１ｍに割ク当てるものである。

そして、ステップ１１５において通常入出力要求Ｓｌ／
Ｏが発行されていないと判断される場合には、そのまま
現在のダンプ入出力要求ＤＩ／Ｏを実行し（ステップ１
２８），前記ステップ１．　１２の先頭に戻って当該処
理を繰り返す。

一方、ステップ１１５において、通常入出力要求Ｓｌ／
Ｏが発行されたと判定された場合には、まず、ＤＩ／Ｏ
中断フラグ３０ｃをゼロにリセットしくステップ１１６
）、さらに、中断カウンタ３０ｂのｔａＩが所定の規定
値ｍを超えたか否かを判定する。

そして、中断カウンタ３０ｂの値Ｉが規定値ｍよりも小
さい場合には、当該中断カウンタ３０ｂの値Ｉを１だけ
増加させ（ステップ１１８）、さらに、ＤＩ／Ｏ中断フ
ラグ３０Ｃが１にセットされているか否かを判定する（
ステップｌ１９）。

そして、Ｄｒ／Ｏ中断フラグ３０ｃがゼロの時、すなわ
ちダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏを実行中の場合には、まず
、現在のダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏを中断し（ステップ
１２０）、さらに、ＤＩ／Ｏ中断フラグ３０Ｃを１にセ
ットし、起動があった論理アドレスを用いて上位のチャ
ネル装置２０にビジー・トゥ・フリーを報告する（ステ
ップｌ２２）。

その後、待機中の通常入出力要求Ｓｌ／Ｏの再起動を受
け付け（ステップ１２３）、当該通常入出力要求３１／
Ｏの処理が完了したか否かを判定し（ステップ１２４＞
、完了した後、さらに他の待機中の通常入出力要求ＳＩ
／Ｏがあるか否かを調べる（ステップＩ２５）。

そして、待機中の通常入出力要求Ｓｌ／Ｏがない場合に
は、中断されていたダンプ入出力要求ＤＩ／Ｏを再開し
（ステップ１２７）、ダンプ処理の判定ルーチンである
前述のステップ１２２の先頭にもどって残りのトラック
のダンプ処理を行う。

なお、この場合のダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏの中断およ
び再開は、たとえばＭＵＬＴ　Ｉ　ＴＲＡＣＫ　　ＳＥ
ＡＲＣＨ　　ＩＤコマンドにおけるコマンド再試行機能
などを用いることにより実現できる。

一方、ステップ１２５において待機中の通常入出力要求
Ｓｒ／Ｏがまだあると判明した場合には、ステップ１１
７の先頭に戻って、中断カウンタ３０ｂが規定値ｍを超
えたか否かを判定し、超えていない場合には、当該中断
カウンタ３０ｂをインクリメントし（ステップ１１８）
、さらに、ＤＩ／Ｏ中断フラグ３０Ｃを調べることによ
り（ステップ１１９）、最初の通常入出力要求ＳＩ／Ｏ
の実行によってダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏはすでに中断
状態にあることを知り、ただちに次の通常入出力要求Ｓ
Ｉ／Ｏを受け付け（ステップ１２３）、当該通常入出力
要求ＳＩ／Ｏが完了したら（ステップ１２４）、再び待
機中の通常入出力要求ＳＩ／Ｏがあるかを調べる（ステ
ップ１２５）、という動作を繰り返す。

一方、ダンプ入出力要求ＤＩ／Ｏの中断状態における複
数の通常入出力要求Ｓｒ／Ｏの連続した実行に際して、
ステップ１１７において、中断カウンタ３０ｂの値■が
所定の規定値ｍを超えた場合、以降は優先順位の高い待
機中の通常入出力要求Ｓｌ／Ｏがあっても実行しない。

すなわち、まずステップ１２６に分岐してＤＩ／Ｏ中断
フラグ３０ｃが１にセットされているか否かを調べ、当
該ＤＩ／Ｏ中断フラグ３０ｃが１の場合、すなわちダン
ブ入出力要求ＤＩ／Ｏが中断状態にあると判定された場
合には、当該ダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏを再開し（ステ
ップ１２７）、ダンブ処理ルーチンの先頭であるステッ
プ１１２に戻る。

以降は、ダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏの実行中に、ステッ
プ１１５において優先順位の高い通常入出力要求Ｓｌ／
Ｏの存在が検出されても、ステップ１１６においてＤＩ
／Ｏ中断フラグ３０Ｃを０にリセットした後、ステップ
１１７において、中断カウンタ３０ｂの値が規定値ｍを
超えたままなので、通常入出力要求Ｓｌ／Ｏのために現
在実行中のダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏは中断されること
はなく、前記ステップ１２６に分岐し、この時、ＤＩ／
Ｏ中断フラグ３０ｃが１にセットされていないことによ
り、ダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏが中断状態でないことを
知る。そして、ダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏの再開処理の
重複を回避してステップ１２８に分岐し、ダンブ入出力
要求ＤＩ／Ｏを続行し、ｌシリンダ分のダンプ処理が完
了するまで当該ダンブ入出力要求ＤＩ／○が継続的に処
理される。

このように、ダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏの実行途中に多
数の通常入出力要求Ｓ　ｆ／Ｏが集中した場合には、単
なる優先順位の判定のみでは、優先順位の低いダンブ入
出力要求ＤＩ／Ｏの中断状態が異常に長くなることが懸
念されるが、本実施例の場合には、上述のように、中断
カウンタ３０ｂの値Ｉを所定の規定値ｍと比較すること
により、ダンプ入出力要求ＤＩ／Ｏの中断中における優
先順位の高い通常入出力要求Ｓｌ／Ｏの実行回数が最大
ｍ回に制限されるので、優先順位の低いダンプ入出力要
求ＤＩ／Ｏの中断状態が異常に長くなることが確実に回
避される。

次に、上述のようなダンプ入出力要求Ｄ１／０と優先順
位の高い通常入出力要求Ｓｒ／Ｏとが競合した場合、本
実施例によるダンブ入出力要求Ｄ１．／Ｏの中断によっ
て通常入出力要求Ｓｌ／Ｏの待ち時間が従来技術よりも
大きく短縮できることを、軍１図のタイムチャートを用
いて説明する。

まず、第１図の時刻ｔ１においてダンプ入出力要求ＤＩ
／Ｏを受け付け、時刻ｔ２〜ｔ３でシーク動作を行い、
時刻ｔ３以降でダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏを処理してい
るとする。

この時、時刻ｔ６でダンブ入出力要求Ｄｌ／○よりも優
先順位の高い通常入出力要求Ｓｌ／Ｏが発行されたなら
ば、時刻ｔ７で一旦ビジーを報告するが、当該時刻ｔ７
以降で最初に到来するダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏ処理で
のトラックの切り換えの時刻ｔ４ｉ（ｔ４２）において
、待機中の通常入出力要求Ｓｌ／Ｏを見出すので、ダン
プ入出力要求ＤＩ／Ｏの処理を中断する。

ここで、時刻ｔ４ｉは、ｌトラックのダンブ処理が完了
する毎のチェックポイントであり、１−１〜１シリンダ
当たりのトラ７ク数−１である。

そして、時刻ｔｌ３でビジー・トゥ・フリーを上位のチ
ャネル装置２０に報告し、時刻ｔｌ４で通常入出力要求
３１／Ｏの再起動を受け付けたら、時刻ｔｌ５〜１６で
シーク動作を行い、時刻ｔ１６〜ｔｌ７で通常入出力要
求ｉ／Ｏのためのり一ド／ライト動作を実行する。

時刻ｔｌ７で、通常入出力要求Ｓｌ／Ｏの終了直後、待
機中の通常入出力要求Ｓ１／０の有無を調べ、無い場合
には、時刻ｔｌ８で再開すべきダンブ入出力要求ＤＩ／
Ｏのシークアドレスを認識し、時刻ｔｌ９〜ｔ２０でダ
ンブ入出力要求ＤＩ／Ｏの再開のためのシーク動作を行
い、時刻ｔ２０以降で残りのトラックをダンプし、１シ
リンダ分のダンブが完了した時刻ｔ２１で処理を終了す
る。

この時、任意の１トラックのダンブ終了毎の時刻ｔ４ｉ
において、待機中の通常入出力要求ＳＩ／０の有無を調
べることはいうまでもない。

ここで、第１図に示されるように、本実施例の場合には
、ダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏの実行中に発行された優先
順位の高い通常入出力要求ＳＩ／Ｏが実際に実行される
までの平均的な待ち時間は、時刻ｔ６からｔｌ４までの
約８．　３　ｍ　ｓであり、前述の第２図に示される従
来技術の場合の平均的な待ち時間約１　２　５ｍｓに比
較して、大幅に短縮されていることがわかる。

上述のような本実施例の制御において、優先順位の低い
ダンブプログラムと、当該ダンブプログラムよりも優先
順位の高い通常の業務のプログラムの実行の順序を模式
的に示したものが第４図である。

同図に示されるように、優先順位の低いダンブプログラ
ムが発行する複数のダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏ群である
Ｘ８１，Ｙ８２．Ｚ８３が、優先順位の高い通常業務の
プログラムが発行する通常入出力要求Ｓ　Ｉ／Ｏ群であ
るｘ８４．ｙ８５，ｚ８６よりも僅かに早く発行された
ものとすると、本実施例の場合も、第１１図に示される
従来技術の場合と同様に、複数の論理アドレスにプログ
ラム単位で入出力要求を入れることにより、一つの磁気
ディスク記憶装置３１〜３ｎが複数の入出力要求を並列
に受け付けるので、たとえば、中断されたダンブ入出力
要求ＤＩ／ＯをＸ８１とすると、Ｘ８１の一部であるＸ
８１ａ，ｘ８４、ｙ８５、ｚ８６、Ｘ８ｌｂ，Ｙ８２、
Ｚ８３となる。

このように、第４図と、第ｌＯ図に示される従来の一般
の制御方式、さらには第９図に示される特開昭５８−７
２２６１号公報の技術との比較から明らかなように、本
実施例の磁気ディスク制御方式によれば、たとえば、ダ
ンブ処理におけるダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏなどのよう
に、優先順位は低いが、処理に比較的長時間を要し、チ
ャネルインタフェース２０ａやデバイスインタフェース
３０ａなどの占脊時間が長いものと、通常の業務のプロ
グラムから発行される優先順位の高い通常入出力要求Ｓ
　Ｉ／Ｏとが競合する場合でも、優先順位の高い通常入
出力要求Ｓｌ／Ｏの待ち時間がダンブ入出力要求ＤＩ／
Ｏの影響を受けて必要以上に長くなることが確実に防止
され、各プログラムの優先順位が実行順序に確実に反映
される。

この結果、汎用の電子計算機システムの運用において、
上述のような懸念を生じることなく、通常業務のプログ
ラムと、ダンブプログラムとを並行して稼働させること
が可能となり、両者を個別に稼働させる場合に比較して
、システム全体の効率が向上する。

また、優先順位の高い通常入出力要求Ｓ　Ｉ／０によっ
てダンブ入出力要求ＤＩ／Ｏが中断される回数の上限が
設定されているので、優先順位の低いダンブ入出力要求
ＤＩ／Ｏの中断時間が異常に長くなるなどの懸念もない
。

以上本発明者によってなされた発明を実施例に基づき具
体的に説明したが、本発明は前記実施例に限定されるも
のではなく、その要旨を逸脱しない範囲で種々変更可能
であることはいうまでもない。

たとえば、磁気ディスクサブシステムおよび当該磁気デ
ィスクサブシステムが接続される電子計算機システムの
構成としては、上記の実施例中に例示されたものに限定
されない。

〔発明の効果〕

本願において開示される発明のうち、代表的なものによ
って得られる効果を簡単に説明すれば、以下のとおりで
ある。

すなわち、本発明になる磁気ディスク制御方式は、上位
装置との間で授受される情報の記憶媒体に対する記録お
よび再生動作を行う磁気ディスク記憶装置と、この磁気
ディスク記憶装置と前記上位装置との間に介在し、前記
情報の授受を制御する磁気ディスク制御装置とからなる
磁気ディスクサブシステムであって、１つの物理的な前
記磁気ディスク記憶装置毎に複数の論理アドレスを設定
し、各々の前記磁気ディスク記憶装置では、前記論理ア
ドレス毎に優先順位の異なる入出力要求を他の前記論理
アドレスと並列に受け付け、優先順位の低い第１の入出
力要求の実行時に優先順位の高い第２の入出力要求が発
行された場合には、前記第１の入出力要求の実行を中断
して前記第２の入出力要求を優先的に実行し、その後前
記第１の入出力要求の実行を再開するので、磁気ディス
クサブシステムの側において複数の磁気ディスク記憶装
置の各々に付与された複数の論理アドレスに発行される
入出力要求の実行時の優先順位に差異を持たせるととも
に、上位装置の側では、並行して稼働する優先順位の異
なる複数のプログラムから同一の磁気ディスク記憶装置
に対して発行される優先順位の低い第１の入出力要求と
優先順位の高い第２の入出力要求とを、優先順位に応じ
た論理アドレスに振り分けることで、同一の磁気ディス
ク記憶装置における優先順位の低い論理アドレスに割り
当てられた第１の入出力要求の実行時に、優先順位の高
い論理アドレスに第２の入出力要求発行された場合には
、第１の入出力要求の実行の中断および再開によって第
２の入出力要求を優先的に処理することが可能となる。

これにより、優先順位の異なる複数のプログラムの並行
稼働に際して、個々のプログラムの優先順位が当該プロ
グラムから発行される入出力要求の実行順序に反映させ
ることができ、磁気ディスクサブシステムにおける入出
力処理全体の効率を向上させることが可能となる。

また、優先順位の高い第２の入出力要求の実行のために
、優先順位の低い第１の入出力要求の実行の中断回数を
計数し、当該中断回数が所定の上限に達した後は、優先
順位の高い第２の入出力要求の発生にかかわらず、優先
順位の低い第１の入出力要求の実行を完遂させることで
、優先順位の異なる複数のプログラムの並行稼働に際し
て、優先順位の低いプログラムからの入出力要求の実行
までの待ち時間が極端に長くなることを回避することが
できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の一実施例である磁気ディスク制御方
式の制御動作の一例を示すタイムチャート、 第２図は、従来の磁気ディスク制御方式の制御動作の一
例を示すタイムチャート、 第３図は、本実施例の磁気ディスク制御方式が実施され
る電子計算機システムの構成の一例を示すブロック図、 第４図は、本発明の一実施例である磁気ディスク制御方
式における優先順位の異なるプログラムの各々から発行
された複数の入出力要求の実行順序の一例を示す説明図
、 第５図は、ダンブ入出力要求を構成するコマンドチェイ
ンの一例を示す図、 第６図は、磁気ディスク記憶装置における情報の格納形
式の一例を示す図、 第７図は、本発明の一実施例である磁気ディスク制御方
式の動作の一例を示す流れ図、第８図は、従来の電子計
算機システムの一般的な構成を示すブロック図、 第９図は、従来技術の動作を説明する図、第ｌＯ図は、
従来の磁気ディスク制御方式における優先順位の異なる
プログラムの各々から発行された複数の入出力要求の実
行順序の一例を示す説明図、 第１１図は、同じく、従来の磁気ディスク制御方式にお
ける優先順位の異なるプログラムの各々から発行された
複数の入出力要求の実行順序の一例を示す説明図である
。 ｌＯ・・・上位装置、１０ａ・・・オベレーティング・
システム、１０ｂ・・・待ち行列、１１〜ｎｍ・・・論
理アドレス、２０・・・チャネル！２置、２０ａ・・・
チャネルインタフェース、３０・・・磁気ディスク制御
装置、３０ａ・・・デバイスインタフェース、３０ｂ・
・・中断カウンタ、３０Ｃ・・−ＤＩ／Ｏ中断フラグ、
３１〜３ｎ・・・磁気ディスク記憶装置、ＤＩ／Ｏ・・
・ダンブ入出力要求、Ｓ　Ｉ／Ｏ・・・通常入出力要求
、Ｔ・・・トラック、ＲＯ，Ｒｌ・・・レコード、１０
１・・・インデックス、１０２・・・ホームアドレス、
ｌ０３・・・カウント！、１０４・・・データ部、１０
５・・・カウント部、１０６・・・キ一部、１０７・・
・データ部、１１１〜１２８・・・ステップ、ｔｎ・・
・時刻、４０１・・・中央処理装置、４０１ａ・・・チ
ャネル装置、４０２・・・磁気ディスク制御装置、４０
３・・・磁気ディスク記憶装置、４０４・・・オペレー
ティング・システム、４０５・・・待チ行列、Ａ１〜Ａ
３・・・論理アドレス。 代理人　弁理士　筒　井　大　和 第４ 第６ 第５図 ９１，＼ＳＥＥκ ９２＼ｆゝＳＥＡＲＣＨ　　ＩＱ ９３（ゝＴｉｃ ９４（ゝＲＥＡＤ　　ＤＡＴＡ ９５（〜ＲＥＡＤ　　ＭＣκＯ ９７（＼Ｔｌｃ ９８（ゝＲＥＡＤ　　ＤＡＴＡ ９９ゞＲＥＡＤ　　ＭＣκＤ ９７＼ｊ＼ＴＩＣ ９８（へＲＥＡＤ　　ＤＡＴＡ ９９ｖ″ＲＥＡＤ　　ＭＣＫＤ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、上位装置との間で授受される情報の記憶媒体に対す
   る記録および再生動作を行う磁気ディスク記憶装置と、
   この磁気ディスク記憶装置と前記上位装置との間に介在
   し、前記情報の授受を制御する磁気ディスク制御装置と
   からなる磁気ディスクサブシステムであって、１つの物
   理的な前記磁気ディスク記憶装置毎に複数の論理アドレ
   スを設定し、各々の前記磁気ディスク記憶装置では、前
   記論理アドレス毎に優先順位の異なる入出力要求を他の
   前記論理アドレスと並列に受け付け、優先順位の低い第
   １の入出力要求の実行時に優先順位の高い第２の入出力
   要求が発行された場合には、前記第１の入出力要求の実
   行を中断して前記第２の入出力要求を優先的に実行し、
   その後前記第１の入出力要求の実行を再開することを特
   徴とする磁気ディスク制御方式。 ２、前記上位装置の動作を制御するオペレーティング・
   システムが、優先順位の高い前記第１の入出力要求を特
   定の前記論理アドレスに発行し、優先順位の低い前記第
   ２の入出力要求を他の特定の論理アドレスに発行するこ
   とにより、前記磁気ディスク制御装置が前記第１および
   第２の入出力要求の優先順位を判定することを可能にし
   たことを特徴とする請求項１記載の磁気ディスク制御方
   式。 ３、優先順位の低い前記第１の入出力要求の中断・再開
   において、当該第１の入出力要求を構成する一連のコマ
   ンド群中の特定のコマンドの実行を中断し、優先順位の
   高い前記第２の入出力要求を実行した後、前記第１の入
   出力要求の前記コマンドの実行を再開することを特徴と
   する請求項１または２記載の磁気ディスク制御方式。 ４、優先順位の高い前記第２の入出力要求の実行による
   優先順位の低い前記第１の入出力要求の中断回数を計数
   する計数手段を前記磁気ディスク制御装置に設け、前記
   中断回数が所定の上限値に達した後は、前記第２の入出
   力要求による前記第１の入出力要求の中断を抑止するよ
   うにした請求項１、２または３記載の磁気ディスク制御
   方式。