JPH03201122A - 補助記憶装置のデータ更新方式 - Google Patents
補助記憶装置のデータ更新方式Info
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- JPH03201122A JPH03201122A JP34420389A JP34420389A JPH03201122A JP H03201122 A JPH03201122 A JP H03201122A JP 34420389 A JP34420389 A JP 34420389A JP 34420389 A JP34420389 A JP 34420389A JP H03201122 A JPH03201122 A JP H03201122A
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- buffer memory
- channel program
- storage device
- data
- input
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Links
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 9
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 5
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
（産業上の利用分野）
本発明は、書込み、の単位が一定の大きさに固定してあ
って記憶領域が複数個の前記書込みの単位でなる補助記
憶装置に記憶されているデータの更新を行う補助記憶装
置のデータ更新方式に関する。
って記憶領域が複数個の前記書込みの単位でなる補助記
憶装置に記憶されているデータの更新を行う補助記憶装
置のデータ更新方式に関する。
（従来の技術）
磁気ディスク装置等の直接アクセス可能な補助記憶装置
では、記憶領域がプログラムによってアドレス可能な複
数のブロックに分割されている。
では、記憶領域がプログラムによってアドレス可能な複
数のブロックに分割されている。
このブロックは補助記憶装置が同一装置だけで構成され
るならば記憶密度をあげるために大きいほうが望ましく
、また制御装置の制御を容易にするためには一定の大き
さであることが望ましい、この場合、補助記憶装置への
データの書込みはブロック単位であり、ソフトウェアに
よりその記憶装置に記憶してあるデータの更新を行うと
きに補助記憶装置の記憶領域のブロックとデータの更新
を行う記憶領域とが一致しない場合が発生する。
るならば記憶密度をあげるために大きいほうが望ましく
、また制御装置の制御を容易にするためには一定の大き
さであることが望ましい、この場合、補助記憶装置への
データの書込みはブロック単位であり、ソフトウェアに
よりその記憶装置に記憶してあるデータの更新を行うと
きに補助記憶装置の記憶領域のブロックとデータの更新
を行う記憶領域とが一致しない場合が発生する。
そこで、従来の補助記憶装置のデータ更新方式は、デー
タの更新を行う領域の全てのブロックを一旦主記憶装置
に移し、該主記憶装置上でデータの更新を行ってから主
記憶装置に移した全てのブロックを補助記憶装置に戻し
ていた。
タの更新を行う領域の全てのブロックを一旦主記憶装置
に移し、該主記憶装置上でデータの更新を行ってから主
記憶装置に移した全てのブロックを補助記憶装置に戻し
ていた。
Ｃ−発明が解決しようとする課Ｈ）
ところが、上述した従来の補助記憶装置のデータ更新方
式では、−旦該当ブロックを全て読出して所要部分の更
新を行い、再度書戻すという処理が必要となり、これを
ソフトウェアで行うと入出力が２回になってオーバヘッ
ドが増し、ハードウェアで行うとハードウェアのコスト
が高くなるという欠点があった。
式では、−旦該当ブロックを全て読出して所要部分の更
新を行い、再度書戻すという処理が必要となり、これを
ソフトウェアで行うと入出力が２回になってオーバヘッ
ドが増し、ハードウェアで行うとハードウェアのコスト
が高くなるという欠点があった。
（課題を解決するための手段）
本発明の補助記憶装置のデータ更新方式は、記憶領域が
一定の大きさの複数のブロックで構成される補助記憶装
置に記憶してあるデータの内容の更新を行う補助記憶装
置のデータ更新方式であって、 応用プログラムに含まれるチャネルプログラムを入力す
るチャネルプログラム入力手段と、該チャネルプログラ
ム入力手段が入力したチャネルプログラムを解析して記
憶領域におけるデータ更新位置と一部だけがデータ更新
されるブロックの更新されないデータを退避させるバッ
ファメモリの大きさを計算するチャネルプログラム解析
手段と、 該チャネルプログラム解析手段で計算した大きさのバッ
ファメモリを主記憶装置に割当てるバッファメモリ割当
て手段と、 前記チャネルプログラム解析手段で計算したデータ更新
位置情報と前記バッファメモリ割当て手段で主記憶装置
に割当てたバッファメモリのバッファメモリアドレスと
からデータ更新チャネルプログラムを生成するチャネル
プログラム生成手段と、 該チャネルプログラム生成手段で生成したデータ更新チ
ャネルプログラムに基づきデータ更新を実行する入出力
実行手段と、 前記バッファメモリ割当て手段で主記憶装置に割当てた
バッファメモリを解放するバッファメモリ解放手段と、 から構成される。
一定の大きさの複数のブロックで構成される補助記憶装
置に記憶してあるデータの内容の更新を行う補助記憶装
置のデータ更新方式であって、 応用プログラムに含まれるチャネルプログラムを入力す
るチャネルプログラム入力手段と、該チャネルプログラ
ム入力手段が入力したチャネルプログラムを解析して記
憶領域におけるデータ更新位置と一部だけがデータ更新
されるブロックの更新されないデータを退避させるバッ
ファメモリの大きさを計算するチャネルプログラム解析
手段と、 該チャネルプログラム解析手段で計算した大きさのバッ
ファメモリを主記憶装置に割当てるバッファメモリ割当
て手段と、 前記チャネルプログラム解析手段で計算したデータ更新
位置情報と前記バッファメモリ割当て手段で主記憶装置
に割当てたバッファメモリのバッファメモリアドレスと
からデータ更新チャネルプログラムを生成するチャネル
プログラム生成手段と、 該チャネルプログラム生成手段で生成したデータ更新チ
ャネルプログラムに基づきデータ更新を実行する入出力
実行手段と、 前記バッファメモリ割当て手段で主記憶装置に割当てた
バッファメモリを解放するバッファメモリ解放手段と、 から構成される。
（実施例）
次に、本発明について図面を参照して詳細に説明する。
第１図は本発明の補助記憶装置のデータ更新方式の一実
施例を示す概略ブロック図であり、本実施例は、応用プ
ログラム８に含まれるチャネルプログラム８１を入力す
るチャネルプログラム入力子ｐ１ｔと、チャネルプログ
ラム入力手段１が入力したチャネルプログラム８１を解
析して磁気ディスク装置１１の記憶領域におけるデータ
更新位置と一部だけがデータ更新されるブロックの更新
されないデータを′ｉＡＭさせるバッファメモリの大き
さを計算するチャネルプログラム解析手段２と、チャネ
ルプログラム解析手Ｆ１２で計算した大きさのバッファ
メモリを主記憶装置１０に割当てるバッファメモリ割当
て手段３と、チャネルプログラム解析手段２で計算した
データ更新位置情報とバッファメモリ割当て手段３で主
記憶装置１０に割当てたバッファメモリのバッファメモ
リアドレスとからデータ更新チャネルプログラムを生成
するチャネルプログラム生成手段４と、チャネルプログ
ラム生成手Ｆｉ４で生成したデータ更新チャネル１０・
：”ダラムを実行する入出力実行手段５とバッファメモ
リ割当て手段３で主記憶装置１０に割当てたバッファメ
モリを解放するバッファメモリ解放゛ｒ・段６とから構
成されている。第２図はチャネルプログラム入力手段１
の処理を示す流れ図であり、第３図はチャネルプログラ
ム解析手段２の処理を示す流れ図であり、第１６はバッ
ファメモリ割当て手段３の処理を示す流れ図であり、第
５図はチャネルプログラム生成手段４の処理を示す流れ
図であり、第６図は入出力実行手段５の処理を示す流れ
図であり、第７図はバッファメモリ解放手段６の処理を
示す流れ図であり、第８図は応用プログラム１によるア
クセス領域を説明する図であり、第９図はデータ更新チ
ャネルプログラムを説明する図である。以下に、本実施
例の動作を説明する。
施例を示す概略ブロック図であり、本実施例は、応用プ
ログラム８に含まれるチャネルプログラム８１を入力す
るチャネルプログラム入力子ｐ１ｔと、チャネルプログ
ラム入力手段１が入力したチャネルプログラム８１を解
析して磁気ディスク装置１１の記憶領域におけるデータ
更新位置と一部だけがデータ更新されるブロックの更新
されないデータを′ｉＡＭさせるバッファメモリの大き
さを計算するチャネルプログラム解析手段２と、チャネ
ルプログラム解析手Ｆ１２で計算した大きさのバッファ
メモリを主記憶装置１０に割当てるバッファメモリ割当
て手段３と、チャネルプログラム解析手段２で計算した
データ更新位置情報とバッファメモリ割当て手段３で主
記憶装置１０に割当てたバッファメモリのバッファメモ
リアドレスとからデータ更新チャネルプログラムを生成
するチャネルプログラム生成手段４と、チャネルプログ
ラム生成手Ｆｉ４で生成したデータ更新チャネル１０・
：”ダラムを実行する入出力実行手段５とバッファメモ
リ割当て手段３で主記憶装置１０に割当てたバッファメ
モリを解放するバッファメモリ解放゛ｒ・段６とから構
成されている。第２図はチャネルプログラム入力手段１
の処理を示す流れ図であり、第３図はチャネルプログラ
ム解析手段２の処理を示す流れ図であり、第１６はバッ
ファメモリ割当て手段３の処理を示す流れ図であり、第
５図はチャネルプログラム生成手段４の処理を示す流れ
図であり、第６図は入出力実行手段５の処理を示す流れ
図であり、第７図はバッファメモリ解放手段６の処理を
示す流れ図であり、第８図は応用プログラム１によるア
クセス領域を説明する図であり、第９図はデータ更新チ
ャネルプログラムを説明する図である。以下に、本実施
例の動作を説明する。
第１図において応用プログラム８が補助記憶装置である
磁気ディスク装置１１上のある領域１１１にデータを書
込む場合を例にして説明する。その領域１１１は、第８
図および第９図にアドレスＳＬから８２までの領域とし
て示してある。磁気ディスク装置１１の記憶領域は固定
長Ｐバイトのブロックに分割してあり、データの書込み
はこのブロック単位で行われる。応用プログラム８が書
、込もうとする領域１１１は、磁気ディスク装置ｌｌ内
のバイトアドレスＳ１からＬバイトであり、領域１１１
に書込むデータはＬバイトの更新データ１０１である。
磁気ディスク装置１１上のある領域１１１にデータを書
込む場合を例にして説明する。その領域１１１は、第８
図および第９図にアドレスＳＬから８２までの領域とし
て示してある。磁気ディスク装置１１の記憶領域は固定
長Ｐバイトのブロックに分割してあり、データの書込み
はこのブロック単位で行われる。応用プログラム８が書
、込もうとする領域１１１は、磁気ディスク装置ｌｌ内
のバイトアドレスＳ１からＬバイトであり、領域１１１
に書込むデータはＬバイトの更新データ１０１である。
まず、応用プログラム８がデータ入出力のためにオペレ
ーティングシステム７を呼出すとオペレーティングシス
テム７は、チャネルプログラム入力手段１を起動する。
ーティングシステム７を呼出すとオペレーティングシス
テム７は、チャネルプログラム入力手段１を起動する。
チャネルプログラム入力手段１は、応用プログラム８に
含まれるチャネルプログラム８１を読出しくステップ１
１）、チャネルプログラム解析手段２を起動する（ステ
ップ１２）。
含まれるチャネルプログラム８１を読出しくステップ１
１）、チャネルプログラム解析手段２を起動する（ステ
ップ１２）。
チャネルプログラム解析手ａ２は、データ入出力が書込
みであるか否かを判定しくステップ２１）、書込みでな
ければデータ更新によるブロックへの書込みはないので
応用プログラム８のチャネルプログラム８１の実行をオ
ペレーティングシステム７に要求する（ステップ２２）
、データ入出力が書込みであるときは、データ更新によ
るブロックへの部分書込みが発生する可能性があるので
、予め外部からあたえられている磁気ディスク装置１１
の書込み単位すなわちブロックのバイト数Ｐの値を入力
する（ステップ２３）。
みであるか否かを判定しくステップ２１）、書込みでな
ければデータ更新によるブロックへの書込みはないので
応用プログラム８のチャネルプログラム８１の実行をオ
ペレーティングシステム７に要求する（ステップ２２）
、データ入出力が書込みであるときは、データ更新によ
るブロックへの部分書込みが発生する可能性があるので
、予め外部からあたえられている磁気ディスク装置１１
の書込み単位すなわちブロックのバイト数Ｐの値を入力
する（ステップ２３）。
次に、アクセスの開始位置ＳＬがブロックの境界に一致
しているか否かを判定する（ステップ２４）、この判定
は、次のように行われる。第９図を参照すると、アクセ
ス開始のバイトアドレスＳＬは Ｓ＋ ＝ＰＸＮ＋Ｄｔ ・” （１）た
だしＮは、８１ ／Ｐの整数部 とあられせるから、もしり、＝０ならＳ、は第Ｎブロッ
クの開始アドレスに一致するのでブロック境界に一致す
ることになり、ＤＩ ＝ＯでないならＳ、は第Ｎブロッ
ク内の第Ｄ１バイトから始まるので、ブロック境界に一
致しないことになる。アクセスの開始位置Ｓ、がブロッ
ク境界に一致していなければ第９図のＤＩの領域をアク
セスするためのアクセス開始位置情報を生成する（ステ
ップ２５）、このアクセス開始位置情報は（１）式によ
り、 アクセス開始バイトアドレスＳ １（１＝ Ｐ Ｘ Ｎ
・・・（２） バイト長 ＝ Ｄ、 ・・・（３
）としてえられる０次に、アクセスの終了位置Ｓ２がブ
ロックの境界に一致しているか否か判定する（ステップ
２４）、この判定は、次のように行なわれる。第９図を
参照すると、アクセス終了のバイトアドレスＳ１は、 Ｓｓ ＝ Ｓ ｒ ＋ Ｌ＝ （Ｎ十Ｍ ） Ｘ Ｐ
Ｄ２・・・ （４） 従って、 Ｄｔ ＝ （Ｎ＋Ｍ）ｘＰ−（Ｓ＋１ ）・・・（５）
ただし、 Ｍ＝ （ＤＩ 十Ｌ）／Ｐの整数部 ・−（６）とあ
られせるから、もしＤ２＝０ならＳ２は第Ｎ十Ｍブロッ
クの開始アドレスに一致するのでブロック境界に一致す
ることになり、Ｄ２＝ＯでないならＳｌは第Ｎ十Ｍブロ
ック内の第（ＰＤｚ）バイトで終了するのでブロック境
界に一致しないことになる。アクセスの終了位置Ｓｔが
ブロック境界に一致していなければ第９図のＤＩの領域
をアクセスするためのアクセス終了位置情報を生成する
（ステップ２７）、このアクセス終了位置情報は、（４
）式および（５）式により、アクセス終了バイトアドレ
スＳ ２＝ Ｓ Ｉ十Ｌ（７〉 バイト長 ＝Ｄｔ ・・・（８）と
してえられる０次に、データ更新による部分書込みの有
無を判定する（ステップ２８）、ＤＩ。
しているか否かを判定する（ステップ２４）、この判定
は、次のように行われる。第９図を参照すると、アクセ
ス開始のバイトアドレスＳＬは Ｓ＋ ＝ＰＸＮ＋Ｄｔ ・” （１）た
だしＮは、８１ ／Ｐの整数部 とあられせるから、もしり、＝０ならＳ、は第Ｎブロッ
クの開始アドレスに一致するのでブロック境界に一致す
ることになり、ＤＩ ＝ＯでないならＳ、は第Ｎブロッ
ク内の第Ｄ１バイトから始まるので、ブロック境界に一
致しないことになる。アクセスの開始位置Ｓ、がブロッ
ク境界に一致していなければ第９図のＤＩの領域をアク
セスするためのアクセス開始位置情報を生成する（ステ
ップ２５）、このアクセス開始位置情報は（１）式によ
り、 アクセス開始バイトアドレスＳ １（１＝ Ｐ Ｘ Ｎ
・・・（２） バイト長 ＝ Ｄ、 ・・・（３
）としてえられる０次に、アクセスの終了位置Ｓ２がブ
ロックの境界に一致しているか否か判定する（ステップ
２４）、この判定は、次のように行なわれる。第９図を
参照すると、アクセス終了のバイトアドレスＳ１は、 Ｓｓ ＝ Ｓ ｒ ＋ Ｌ＝ （Ｎ十Ｍ ） Ｘ Ｐ
Ｄ２・・・ （４） 従って、 Ｄｔ ＝ （Ｎ＋Ｍ）ｘＰ−（Ｓ＋１ ）・・・（５）
ただし、 Ｍ＝ （ＤＩ 十Ｌ）／Ｐの整数部 ・−（６）とあ
られせるから、もしＤ２＝０ならＳ２は第Ｎ十Ｍブロッ
クの開始アドレスに一致するのでブロック境界に一致す
ることになり、Ｄ２＝ＯでないならＳｌは第Ｎ十Ｍブロ
ック内の第（ＰＤｚ）バイトで終了するのでブロック境
界に一致しないことになる。アクセスの終了位置Ｓｔが
ブロック境界に一致していなければ第９図のＤＩの領域
をアクセスするためのアクセス終了位置情報を生成する
（ステップ２７）、このアクセス終了位置情報は、（４
）式および（５）式により、アクセス終了バイトアドレ
スＳ ２＝ Ｓ Ｉ十Ｌ（７〉 バイト長 ＝Ｄｔ ・・・（８）と
してえられる０次に、データ更新による部分書込みの有
無を判定する（ステップ２８）、ＤＩ。
ＤＩがともにゼロのときのみ部分書込みは生じないので
チャネルプログラム８１の実行をオペレーティングシス
テム７に要求する（ステップ２２〉。
チャネルプログラム８１の実行をオペレーティングシス
テム７に要求する（ステップ２２〉。
ＤＩ、ＤｔがともにゼロでなければＳ、、、ＤＩ８２お
よびＤＩを部分書込み情報として出力しくステップ２９
）、バッファメモリ割当て手段３は、チャネルプログラ
ム解析手段２から出力されるＤｒ、Ｄｘをバッファメモ
リサイズとして入力しくステップ３１）、オペレーティ
ングシステム７を呼出してＤ ｔ ＋ Ｄ ２バイトの
バッファメモリ１０２を主記憶装ｆｆ１ｏに割当てる（
ステップ３２〉０次に、主記憶装置１０に割当てたバッ
ファメモリ１０２のアドレスＸを出力しくステップ３３
）、チャネルプログラム生成手段４を起動する（ステッ
プ３４）。
よびＤＩを部分書込み情報として出力しくステップ２９
）、バッファメモリ割当て手段３は、チャネルプログラ
ム解析手段２から出力されるＤｒ、Ｄｘをバッファメモ
リサイズとして入力しくステップ３１）、オペレーティ
ングシステム７を呼出してＤ ｔ ＋ Ｄ ２バイトの
バッファメモリ１０２を主記憶装ｆｆ１ｏに割当てる（
ステップ３２〉０次に、主記憶装置１０に割当てたバッ
ファメモリ１０２のアドレスＸを出力しくステップ３３
）、チャネルプログラム生成手段４を起動する（ステッ
プ３４）。
チャネルプログラム生成手段４は最初にアクセス開始位
置が部分書込みとなるか否かを判定する（ステップ４１
）、ＤＩがゼロでないならばアクセス開始位置は部分書
込みとなるので第９図のＤＩをアクセスするチャネル制
御Ｂｃｔ 、Ｃ雪。
置が部分書込みとなるか否かを判定する（ステップ４１
）、ＤＩがゼロでないならばアクセス開始位置は部分書
込みとなるので第９図のＤＩをアクセスするチャネル制
御Ｂｃｔ 、Ｃ雪。
Ｃｓ、Ｃ・でなる開始ブロックチャネルプログラムを生
成する（ステップ４２〉、第９図において、チャネル制
御ＢＣ１，Ｃ＊ 、ＣｓおよびＣ６はアクセス開始ブロ
ックＮのＤＩの領域をアクセスするチャネル制御語であ
り、シークアドレスはＳ、。、データ長はＤＩ、主記憶
装置１０のバッファメモリ１０２のバッファメモリアド
レスはＸである。
成する（ステップ４２〉、第９図において、チャネル制
御ＢＣ１，Ｃ＊ 、ＣｓおよびＣ６はアクセス開始ブロ
ックＮのＤＩの領域をアクセスするチャネル制御語であ
り、シークアドレスはＳ、。、データ長はＤＩ、主記憶
装置１０のバッファメモリ１０２のバッファメモリアド
レスはＸである。
チャネルＩ１１＃語ＣＩ、Ｃ＊はり、の大きさのデータ
更新が行われない領域を主記憶装置１０に割当てたバッ
ファメモリ１０２へ退避するために使われ、チャネル制
御語ｃｓ 、Ｃ６はバッファメモリから再び磁気ディス
ク上のＤ１領域へ書戻すために使われる０次に、応用プ
ログラム８により更新データ１０１が書込まれる領域１
１１をアクセスするデータ制御語Ｃ７でなる中間ブロッ
クチャネルプログラムを生成する（ステップ４３）、こ
のデータ制御語Ｃ７は領域り、に続いてアクセスされる
ので、第８図に示すチャネル１０グラム８１のチャネル
制御語２の命令をチエインに書換えることにより生成さ
れる０次に；アクセス終了位置が部分書込みとなるか否
かを判定する（ステップ４４）、ＤＩがゼロでないなら
アクセス終了位置は部分書込みとなるので第９図のＤＩ
をアクセスするチャネル制御語Ｃｓ 、 Ｃ４とデータ
制御語Ｃｍとでなる終了ブロックチャネルプログラムを
生成する（ステップ４５）、第９図において、チャネル
制御語Ｃｓ、Ｃ４およびデータ制御語Ｃ。
更新が行われない領域を主記憶装置１０に割当てたバッ
ファメモリ１０２へ退避するために使われ、チャネル制
御語ｃｓ 、Ｃ６はバッファメモリから再び磁気ディス
ク上のＤ１領域へ書戻すために使われる０次に、応用プ
ログラム８により更新データ１０１が書込まれる領域１
１１をアクセスするデータ制御語Ｃ７でなる中間ブロッ
クチャネルプログラムを生成する（ステップ４３）、こ
のデータ制御語Ｃ７は領域り、に続いてアクセスされる
ので、第８図に示すチャネル１０グラム８１のチャネル
制御語２の命令をチエインに書換えることにより生成さ
れる０次に；アクセス終了位置が部分書込みとなるか否
かを判定する（ステップ４４）、ＤＩがゼロでないなら
アクセス終了位置は部分書込みとなるので第９図のＤＩ
をアクセスするチャネル制御語Ｃｓ 、 Ｃ４とデータ
制御語Ｃｍとでなる終了ブロックチャネルプログラムを
生成する（ステップ４５）、第９図において、チャネル
制御語Ｃｓ、Ｃ４およびデータ制御語Ｃ。
はアクセス開始ブロック境界ＭのＤｌの領域を！
アクセスするチャネル制御語またはデータ制御語であり
、シークアドレスはＳ２、データ長はＤＩ、バッファメ
モリー０２のバッファアドレスはＸ十ＤＩである。チャ
ネル制御語Ｃｓ 、 Ｃ４はＤＩの大きさのデータ更新
されない領域を主記憶装置１０に割当てたバッファメモ
リー０２へ退避するために使われ、データ制御語Ｃｓは
バッファメモリから再び磁気ディスク上のＤ１領域へ書
戻すために使われる０次に、入出力実行手段５を起動す
る（ステップ４７）。
、シークアドレスはＳ２、データ長はＤＩ、バッファメ
モリー０２のバッファアドレスはＸ十ＤＩである。チャ
ネル制御語Ｃｓ 、 Ｃ４はＤＩの大きさのデータ更新
されない領域を主記憶装置１０に割当てたバッファメモ
リー０２へ退避するために使われ、データ制御語Ｃｓは
バッファメモリから再び磁気ディスク上のＤ１領域へ書
戻すために使われる０次に、入出力実行手段５を起動す
る（ステップ４７）。
入出力実行手段５は、チャネルプログラム生成子ｐ１４
の出力したデータ更新チャネルプログラムを入力しくス
テップ５１）、使用中である主記憶装置１０のバッファ
メモリー０２のアドレスとサイズからなるバッファメモ
リ情報を出力しくステップ５２）、オペレーティングシ
ステム７を呼出してデータ更新チャネルプログラムを実
行してデータの更新を行う（ステップ５３）。
の出力したデータ更新チャネルプログラムを入力しくス
テップ５１）、使用中である主記憶装置１０のバッファ
メモリー０２のアドレスとサイズからなるバッファメモ
リ情報を出力しくステップ５２）、オペレーティングシ
ステム７を呼出してデータ更新チャネルプログラムを実
行してデータの更新を行う（ステップ５３）。
入出力実行手段５により起動されたデータ更新チャネル
プログラムが終了するとオペレーテイングシステム７は
、バッファメモリ解放手段６を起動する。
プログラムが終了するとオペレーテイングシステム７は
、バッファメモリ解放手段６を起動する。
バッファメモリ解放手段６は、入出力実行手段５が出力
したバッファメモリ情報を入力しくステップ６１）、オ
ペレーティングシステム７を呼出してバッファメモリ情
報であるアドレスＸとサイズＤ＋＋Ｄｚをオペレーティ
ングシステム７に送る。
したバッファメモリ情報を入力しくステップ６１）、オ
ペレーティングシステム７を呼出してバッファメモリ情
報であるアドレスＸとサイズＤ＋＋Ｄｚをオペレーティ
ングシステム７に送る。
すると、オペレーティングシステム７は主記憶装置、１
０に割当てたバッファメモリ１０２を解放する。
０に割当てたバッファメモリ１０２を解放する。
（発明の効果）
以上に説明したように本発明によれば、記憶領域が書込
み単位が固定長の複数のブロックでなる軸動記憶装置の
ブロックの一部分への部分書込みを、２回以上の入出力
に分けることなく単一のデータ更新チャネルプログラム
で実現できるから入出力のオーバヘッドをなくすことが
でき、またハードウェアのコストの上昇を回避できる１
本発明には以上のような効果がある。
み単位が固定長の複数のブロックでなる軸動記憶装置の
ブロックの一部分への部分書込みを、２回以上の入出力
に分けることなく単一のデータ更新チャネルプログラム
で実現できるから入出力のオーバヘッドをなくすことが
でき、またハードウェアのコストの上昇を回避できる１
本発明には以上のような効果がある。
第１図は本発明の一実施例を示す概略ブロック図、第２
図はチャネルプログラム入力子ｐ１１の処理を示す流れ
図、第３図はチャネルプログラム解析手段２の処理を示
す流れ図、第４図はバッファメモリ割当て手段３の処理
を示す流れ図、第５図はチャネルプログラム生成手段４
の処理を示す流れ図、第６図は入出力実行手段５の処理
の流れを示す図、第７図はバッファメモリ解放手段６の
処理を示す流れ図、第８図は応用プログラム１によるア
クセス領域を説明する図、第９図は部分書込みチャネル
プログラムを説明する図である。 １・・・チャネルプログラム入力手段、２・・・チャネ
ルプログラム解析手段、３・・・バッファメモリ割当て
手段、４・・・チャネルプログラム生成手段、５・・・
入出力実行手段、６・・・バッファメモリ解放手段、７
・・・オペレーティングシステム、８・・・応用プログ
ラム、９・−ｃ ｐ ｕ、１０・・・主記憶装置、１１
・・・磁気ディスク、８１・・・チャネルプログラム、
１０１・・・更新データ、１０２・・・バッファメモリ
、１１１・・・領域。
図はチャネルプログラム入力子ｐ１１の処理を示す流れ
図、第３図はチャネルプログラム解析手段２の処理を示
す流れ図、第４図はバッファメモリ割当て手段３の処理
を示す流れ図、第５図はチャネルプログラム生成手段４
の処理を示す流れ図、第６図は入出力実行手段５の処理
の流れを示す図、第７図はバッファメモリ解放手段６の
処理を示す流れ図、第８図は応用プログラム１によるア
クセス領域を説明する図、第９図は部分書込みチャネル
プログラムを説明する図である。 １・・・チャネルプログラム入力手段、２・・・チャネ
ルプログラム解析手段、３・・・バッファメモリ割当て
手段、４・・・チャネルプログラム生成手段、５・・・
入出力実行手段、６・・・バッファメモリ解放手段、７
・・・オペレーティングシステム、８・・・応用プログ
ラム、９・−ｃ ｐ ｕ、１０・・・主記憶装置、１１
・・・磁気ディスク、８１・・・チャネルプログラム、
１０１・・・更新データ、１０２・・・バッファメモリ
、１１１・・・領域。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 記憶領域が一定の大きさの複数のブロックで構成される
補助記憶装置に記憶してあるデータの内容の更新を行う
補助記憶装置のデータ更新方式において、 応用プログラムに含まれるチャネルプログラムを入力す
るチャネルプログラム入力手段と、該チャネルプログラ
ム入力手段が入力したチャネルプログラムを解析して記
憶領域におけるデータ更新位置と一部だけがデータ更新
されるブロックの更新されないデータを退避させるバッ
ファメモリの大きさを計算するチャネルプログラム解析
手段と、 該チャネルプログラム解析手段で計算した大きさのバッ
ファメモリを主記憶装置に割当てるバッファメモリ割当
て手段と、 前記チャネルプログラム解析手段で計算したデータ更新
位置情報と前記バッファメモリ割当て手段で主記憶装置
に割当てたバッファメモリのバッファメモリアドレスと
からデータ更新チャネルプログラムを生成するチャネル
プログラム生成手段と、 該チャネルプログラム生成手段で生成したデータ更新チ
ャネルプログラムに基づきデータ更新を実行する入出力
実行手段と、 前記バッファメモリ割当て手段で主記憶装置に割当てた
バッファメモリを解放するバッファメモリ解放手段と、 から構成されることを特徴とする補助記憶装置のデータ
更新方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP34420389A JPH03201122A (ja) | 1989-12-28 | 1989-12-28 | 補助記憶装置のデータ更新方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP34420389A JPH03201122A (ja) | 1989-12-28 | 1989-12-28 | 補助記憶装置のデータ更新方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH03201122A true JPH03201122A (ja) | 1991-09-03 |
Family
ID=18367431
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP34420389A Pending JPH03201122A (ja) | 1989-12-28 | 1989-12-28 | 補助記憶装置のデータ更新方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH03201122A (ja) |
-
1989
- 1989-12-28 JP JP34420389A patent/JPH03201122A/ja active Pending
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