JPH05174497A - 複数の物理的に離隔されたトラックにデータを記憶する方法及び装置 - Google Patents
複数の物理的に離隔されたトラックにデータを記憶する方法及び装置Info
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- JPH05174497A JPH05174497A JP4134875A JP13487592A JPH05174497A JP H05174497 A JPH05174497 A JP H05174497A JP 4134875 A JP4134875 A JP 4134875A JP 13487592 A JP13487592 A JP 13487592A JP H05174497 A JPH05174497 A JP H05174497A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 半径方向記録ゾーン間に延びる論理トラック
をサポートするデータ記憶ディスク装置を提供するこ
と。 【構成】 データ記憶ディスク装置内の各データ記憶デ
ィスクが、物理トラックの複数の半径方向記録ゾーンに
フォーマット化される。各半径方向記録ゾーンは類似の
数の物理トラックを有する。各記録ゾーン内の物理トラ
ックは、異なる数のデータ・バイトを記憶する。各論理
トラックは前記の複数の物理トラックを含み、各論理ト
ラックのうちの少なくとも１本の物理トラックは、複数
の装置または単一の装置中の半径方向記録ゾーンのうち
の異なる記録ゾーン内にある。拡張論理トラック及び拡
張論理シリンダにアクセスする方法及び装置が記載され
る。任意の装置または記録ゾーンの物理トラックのすべ
てが、任意の論理トラックの要素である必要はない。
をサポートするデータ記憶ディスク装置を提供するこ
と。 【構成】 データ記憶ディスク装置内の各データ記憶デ
ィスクが、物理トラックの複数の半径方向記録ゾーンに
フォーマット化される。各半径方向記録ゾーンは類似の
数の物理トラックを有する。各記録ゾーン内の物理トラ
ックは、異なる数のデータ・バイトを記憶する。各論理
トラックは前記の複数の物理トラックを含み、各論理ト
ラックのうちの少なくとも１本の物理トラックは、複数
の装置または単一の装置中の半径方向記録ゾーンのうち
の異なる記録ゾーン内にある。拡張論理トラック及び拡
張論理シリンダにアクセスする方法及び装置が記載され
る。任意の装置または記録ゾーンの物理トラックのすべ
てが、任意の論理トラックの要素である必要はない。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はデータ記憶システムに関
し、より具体的には、複数の隔置された物理トラックか
ら論理トラックを提供するデータ記憶システムに関す
る。
し、より具体的には、複数の隔置された物理トラックか
ら論理トラックを提供するデータ記憶システムに関す
る。
【０００２】
【従来の技術】直接アクセス・データ記憶装置（ＤＡＳ
Ｄ）にコンピュータでデータを記憶することは多年にわ
たって行われてきた。初期には、すべての関連データは
単一の装置上に記憶されていた。もちろん、単一の装置
が一杯になったときは、第２の装置がオーバーフロー・
データを受け取ることもあった。ディスクにデータを記
憶する別の手法は、いわゆるＲＡＩＤ法である。パター
ソン（Patterson）らは、論文"A Case for Redundant A
rrays of Inexpensive Disks(RAID)"、 ACM 1988、 pp.10
9-116 (March 1988) で、関連データを複数の装置に分
配する方法を記載している。この論文の主要テーマは、
平均故障時間（ＭＴＴＦ）に関するもので、性能に関す
る若干の考察を伴っている。ＲＡＩＤの４つの「レベ
ル」が記述されている。第１のレベルは、単に２組の装
置であり、各組の装置がもう１組の装置内に記憶された
データのミラー・イメージを含む。第２のレベルでは、
ハミングすなわちパリティに基づく誤り検出／訂正コー
ド（ＥＣＣ）を付加する。この配置構成では、すべての
ディスクに記憶されたすべてのデータを書込み操作の前
に読み出さなければならず、他の操作に必要かどうかに
関係なく、すべてのデータを再書き込みしなければなら
ない。この論文では、このレベルが応用範囲を制限して
いると述べている。第３のレベルでは、一群の装置内に
いわゆる「検査」装置を設ける。データが書き込まれる
ごとに、検査装置を更新しなければならない。複数の装
置にデータの当該の各部分を記憶し、単一の装置にそれ
らの複数の装置内に記憶された対応するデータから取り
出されたパリティ情報（誤り検出冗長度）を記憶する。
複数の装置のすべてからデータが並列に読み出され、あ
る種の制御装置に送られる。ＥＣＣ冗長度が、検査ディ
スクに記憶するために転送が行われるごとに計算され
る。最後の第４レベルでは、ＲＡＩＤグループ内の装置
との間での独立した読出し及び書込みを行う。さらに検
査ディスクがある。各データ転送単位は単一セクタとし
てアクセスされる。ＥＣＣ冗長度情報は、各データ転送
単位の一部分にわたって計算される。すべての装置は同
じであり、転送単位の各部分は当該の装置内の各装置内
と同じ相対アドレスに記憶される。したがって、データ
転送単位のすべての部分が同じデータ転送速度をもつ。
Ｄ）にコンピュータでデータを記憶することは多年にわ
たって行われてきた。初期には、すべての関連データは
単一の装置上に記憶されていた。もちろん、単一の装置
が一杯になったときは、第２の装置がオーバーフロー・
データを受け取ることもあった。ディスクにデータを記
憶する別の手法は、いわゆるＲＡＩＤ法である。パター
ソン（Patterson）らは、論文"A Case for Redundant A
rrays of Inexpensive Disks(RAID)"、 ACM 1988、 pp.10
9-116 (March 1988) で、関連データを複数の装置に分
配する方法を記載している。この論文の主要テーマは、
平均故障時間（ＭＴＴＦ）に関するもので、性能に関す
る若干の考察を伴っている。ＲＡＩＤの４つの「レベ
ル」が記述されている。第１のレベルは、単に２組の装
置であり、各組の装置がもう１組の装置内に記憶された
データのミラー・イメージを含む。第２のレベルでは、
ハミングすなわちパリティに基づく誤り検出／訂正コー
ド（ＥＣＣ）を付加する。この配置構成では、すべての
ディスクに記憶されたすべてのデータを書込み操作の前
に読み出さなければならず、他の操作に必要かどうかに
関係なく、すべてのデータを再書き込みしなければなら
ない。この論文では、このレベルが応用範囲を制限して
いると述べている。第３のレベルでは、一群の装置内に
いわゆる「検査」装置を設ける。データが書き込まれる
ごとに、検査装置を更新しなければならない。複数の装
置にデータの当該の各部分を記憶し、単一の装置にそれ
らの複数の装置内に記憶された対応するデータから取り
出されたパリティ情報（誤り検出冗長度）を記憶する。
複数の装置のすべてからデータが並列に読み出され、あ
る種の制御装置に送られる。ＥＣＣ冗長度が、検査ディ
スクに記憶するために転送が行われるごとに計算され
る。最後の第４レベルでは、ＲＡＩＤグループ内の装置
との間での独立した読出し及び書込みを行う。さらに検
査ディスクがある。各データ転送単位は単一セクタとし
てアクセスされる。ＥＣＣ冗長度情報は、各データ転送
単位の一部分にわたって計算される。すべての装置は同
じであり、転送単位の各部分は当該の装置内の各装置内
と同じ相対アドレスに記憶される。したがって、データ
転送単位のすべての部分が同じデータ転送速度をもつ。
【０００３】装置内の各ディスクのデータ記憶容量は、
半径方向で一番外側のトラックでの最大データ速度、半
径方向で一番内側のデータ記憶トラックでの最大データ
記憶密度、またはこれらの組合せによって決まる。ＤＡ
ＳＤのデータ記憶容量を増加させるために、いわゆるゾ
ーン化ディスクが使用される。米国特許第４０１６６０
３号は、いわゆる固定ブロック・アーキテクチャ装置
（ＦＢＡ装置）で使用される４ゾーン・ディスクを開示
している。カウントキーデータ（ＣＫＤ）フォーマット
のプログラミング・サポートは、アドレス可能なトラッ
クが一定のデータ記憶容量をもつことを必要とし、その
容量は物理トラック長が半径とともに変化しても「トラ
ック長」と呼ばれ、ディスク内のすべてのトラックのデ
ータ記憶容量（バイト単位）は一定である。マルチゾー
ン・ディスクでは、各ゾーン内のトラック・データ記憶
容量は一定であるが、半径方向で外側のゾーンになるに
つれてその容量が増加する。マルチゾーン・ディスク、
特に１つまたは複数のディスク装置内にある一群のマル
チゾーン・ディスクでは、ＣＫＤフォーマットを使用す
ることが望ましい。すべてのＣＫＤフォーマットの「ト
ラック」は、ＣＫＤフォーマットのデータを記憶する際
にどのゾーンが関与するかに関係なく、同じデータ記憶
容量をもたなければならない。この配置構成は、データ
のＣＫＤトラックのすべての部分に対して短いアクセス
時間を提供するはずである。
半径方向で一番外側のトラックでの最大データ速度、半
径方向で一番内側のデータ記憶トラックでの最大データ
記憶密度、またはこれらの組合せによって決まる。ＤＡ
ＳＤのデータ記憶容量を増加させるために、いわゆるゾ
ーン化ディスクが使用される。米国特許第４０１６６０
３号は、いわゆる固定ブロック・アーキテクチャ装置
（ＦＢＡ装置）で使用される４ゾーン・ディスクを開示
している。カウントキーデータ（ＣＫＤ）フォーマット
のプログラミング・サポートは、アドレス可能なトラッ
クが一定のデータ記憶容量をもつことを必要とし、その
容量は物理トラック長が半径とともに変化しても「トラ
ック長」と呼ばれ、ディスク内のすべてのトラックのデ
ータ記憶容量（バイト単位）は一定である。マルチゾー
ン・ディスクでは、各ゾーン内のトラック・データ記憶
容量は一定であるが、半径方向で外側のゾーンになるに
つれてその容量が増加する。マルチゾーン・ディスク、
特に１つまたは複数のディスク装置内にある一群のマル
チゾーン・ディスクでは、ＣＫＤフォーマットを使用す
ることが望ましい。すべてのＣＫＤフォーマットの「ト
ラック」は、ＣＫＤフォーマットのデータを記憶する際
にどのゾーンが関与するかに関係なく、同じデータ記憶
容量をもたなければならない。この配置構成は、データ
のＣＫＤトラックのすべての部分に対して短いアクセス
時間を提供するはずである。
【０００４】１つのアドレス可能なデータ・トラックと
して記憶することが望まれるデータの量は絶えず増加し
てきた。この願望の結果として、なかんずく、いわゆる
「シリンダ・モード」のディスク・データ記憶域アクセ
ス方式が生まれた。データ・ディスク装置内の１本のシ
リンダは、同じ半径位置にあるすべてのデータ・トラッ
クである。８枚のディスクを有する１台のＤＡＳＤ内に
は、データ・トラック用として１５面、サーボ面として
１面がある。もちろん、周知のセクタ・サーボ技法を使
用して、８枚ディスクのＤＡＳＤ１台が１６面のデータ
記憶面をもつようにすることもできる。いずれにせよ、
このようなＤＡＳＤ用のアクセス機構は、１６面の各面
ごとに１個のヘッドすなわち変換器を有する櫛形ヘッド
・アセンブリである。同時に走査されるすべてのトラッ
クは、同じ半径位置にあり、複数の物理トラックからな
る１本のシリンダを形成する。任意のシリンダ中の物理
トラック間でのアクセス切替えは、単に、これらの変換
器をＤＡＳＤの読出し／書込み回路に電子的に切り替え
ることによって行われる。シリンダ・モードは、この電
子速度の切替えを利用して、所与の１本のシリンダ中の
すべての物理トラックからなる単一の論理トラックを作
成する。また、アクセス性能を犠牲にせずに、すなわち
データへのアクセス時間を長くせずに、複数のシリンダ
中の物理トラックを含むように、シリンダ・モードを拡
張することも望まれる。このデータ記憶域アクセスの機
能強化は、「拡張シリンダ・モード」と呼ばれる。
して記憶することが望まれるデータの量は絶えず増加し
てきた。この願望の結果として、なかんずく、いわゆる
「シリンダ・モード」のディスク・データ記憶域アクセ
ス方式が生まれた。データ・ディスク装置内の１本のシ
リンダは、同じ半径位置にあるすべてのデータ・トラッ
クである。８枚のディスクを有する１台のＤＡＳＤ内に
は、データ・トラック用として１５面、サーボ面として
１面がある。もちろん、周知のセクタ・サーボ技法を使
用して、８枚ディスクのＤＡＳＤ１台が１６面のデータ
記憶面をもつようにすることもできる。いずれにせよ、
このようなＤＡＳＤ用のアクセス機構は、１６面の各面
ごとに１個のヘッドすなわち変換器を有する櫛形ヘッド
・アセンブリである。同時に走査されるすべてのトラッ
クは、同じ半径位置にあり、複数の物理トラックからな
る１本のシリンダを形成する。任意のシリンダ中の物理
トラック間でのアクセス切替えは、単に、これらの変換
器をＤＡＳＤの読出し／書込み回路に電子的に切り替え
ることによって行われる。シリンダ・モードは、この電
子速度の切替えを利用して、所与の１本のシリンダ中の
すべての物理トラックからなる単一の論理トラックを作
成する。また、アクセス性能を犠牲にせずに、すなわち
データへのアクセス時間を長くせずに、複数のシリンダ
中の物理トラックを含むように、シリンダ・モードを拡
張することも望まれる。このデータ記憶域アクセスの機
能強化は、「拡張シリンダ・モード」と呼ばれる。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、マル
チゾーン・データ記憶ディスク装置を使用して、データ
・アクセス性能を保持しながら、アドレス可能な論理ト
ラック・データ記憶容量を拡張することである。
チゾーン・データ記憶ディスク装置を使用して、データ
・アクセス性能を保持しながら、アドレス可能な論理ト
ラック・データ記憶容量を拡張することである。
【０００６】
【課題を解決するための手段】第一の所定数のディスク
・データ記憶装置内の複数の隔置された物理トラック中
にデータを記憶するための装置において、それぞれが複
数の記録ゾーンを有する１つまたは複数のディスク装置
上で一定長の論理トラックをエミュレートする手段が提
供される。各記録ゾーンは、データ記憶容量およびデー
タ転送速度が異なる複数の物理トラックを有する。各ゾ
ーン化ディスク装置は１つまたは複数のディスク記録面
を有する。各面は第２の所定数の記録ゾーンを有し、こ
れらの記録ゾーンは類似の数のアドレス可能なデータ記
憶物理トラックを有する。どの同じゾーン内の物理トラ
ックも類似の数のデータ・バイトを記憶し、異なるゾー
ン内の物理トラックは異なる数のデータ・バイトを記憶
する。半径方向で一番外側のゾーンは最大数のデータ・
バイトを記憶する物理トラックを有し、位置の半径が減
少するに従って、そのゾーンの物理トラックに記憶され
るデータ・バイトは少なくなる。拡張トラック・モード
では、前記の各装置に接続されたマニフォールド手段
が、所定の物理トラックからなる所与の複数のグループ
を１本の論理トラックとして確立する。各論理トラック
は、異なる半径にある記録ゾーン内にある１本の物理ト
ラックを含むことが好ましい。また、各記録ゾーンは、
これらの装置のうちの異なる装置内に存在してよい。本
発明は、記録ゾーンと（単一の装置を含む）装置との任
意の組合せを使用して実施できる。
・データ記憶装置内の複数の隔置された物理トラック中
にデータを記憶するための装置において、それぞれが複
数の記録ゾーンを有する１つまたは複数のディスク装置
上で一定長の論理トラックをエミュレートする手段が提
供される。各記録ゾーンは、データ記憶容量およびデー
タ転送速度が異なる複数の物理トラックを有する。各ゾ
ーン化ディスク装置は１つまたは複数のディスク記録面
を有する。各面は第２の所定数の記録ゾーンを有し、こ
れらの記録ゾーンは類似の数のアドレス可能なデータ記
憶物理トラックを有する。どの同じゾーン内の物理トラ
ックも類似の数のデータ・バイトを記憶し、異なるゾー
ン内の物理トラックは異なる数のデータ・バイトを記憶
する。半径方向で一番外側のゾーンは最大数のデータ・
バイトを記憶する物理トラックを有し、位置の半径が減
少するに従って、そのゾーンの物理トラックに記憶され
るデータ・バイトは少なくなる。拡張トラック・モード
では、前記の各装置に接続されたマニフォールド手段
が、所定の物理トラックからなる所与の複数のグループ
を１本の論理トラックとして確立する。各論理トラック
は、異なる半径にある記録ゾーン内にある１本の物理ト
ラックを含むことが好ましい。また、各記録ゾーンは、
これらの装置のうちの異なる装置内に存在してよい。本
発明は、記録ゾーンと（単一の装置を含む）装置との任
意の組合せを使用して実施できる。
【０００７】本発明の別の態様では、拡張シリンダ・モ
ードにあるトラック・シリンダからのデータからなる論
理トラックを提供するように、トラック・シリンダが互
いに論理的に関連づけられる。
ードにあるトラック・シリンダからのデータからなる論
理トラックを提供するように、トラック・シリンダが互
いに論理的に関連づけられる。
【０００８】
【実施例】これから添付の図面を具体的に参照するが、
様々な図で同様の番号は、類似の部分及び構造的特徴を
示す。本発明を使用する情報処理システムは、プログラ
ム式アレイ制御装置１１に接続されたプログラム式ホス
ト・プロセッサ１０（図１）を含む。プロセッサ１０及
び制御装置１１はともに、本発明を実施するための新規
な機械動作を含む多数の機械動作を実行するためのプロ
グラムを内蔵している。プログラム式プロセッサ１０及
び制御装置１１を一括してコンピュータ手段と見なす
が、このコンピュータ手段は、本明細書で述べる機械動
作を実行するプログラムを含み、それを実行する。この
ようなプログラムの全体は、プロセッサ内または制御装
置内にあってもよく、またこれら２つの装置の間に分割
されていることもある。制御装置１１は、複数の装置制
御装置（ＤＣ）１２−１５に接続され、装置制御装置１
２−１５はそれぞれ、図１を見るとよく分かるようにデ
ータ記憶ディスク装置２０−２７に接続されている。偶
数番号の装置２０、２２、２４、２６は、本発明を使用
すると有利な第１の装置グループを構成する。奇数番号
の装置２１、２３、２５、２７は、第１の装置グループ
の機械動作と同時に本発明を使用すると有利な、第２の
独立した装置グループを構成する。装置２８は、図６を
見ると最もよく分かるが、単一の装置での本発明の実施
を示す。本発明を使用する動作は、図１のシステムの制
御及び効率が最大になるように、ディスク・アクセス動
作と制御動作の間でタイム・スライスすることができ
る。もちろん、そのような動作の混合は、適用業務及び
稼動環境に高度に依存し、本発明の記載の範囲を越える
ものである。
様々な図で同様の番号は、類似の部分及び構造的特徴を
示す。本発明を使用する情報処理システムは、プログラ
ム式アレイ制御装置１１に接続されたプログラム式ホス
ト・プロセッサ１０（図１）を含む。プロセッサ１０及
び制御装置１１はともに、本発明を実施するための新規
な機械動作を含む多数の機械動作を実行するためのプロ
グラムを内蔵している。プログラム式プロセッサ１０及
び制御装置１１を一括してコンピュータ手段と見なす
が、このコンピュータ手段は、本明細書で述べる機械動
作を実行するプログラムを含み、それを実行する。この
ようなプログラムの全体は、プロセッサ内または制御装
置内にあってもよく、またこれら２つの装置の間に分割
されていることもある。制御装置１１は、複数の装置制
御装置（ＤＣ）１２−１５に接続され、装置制御装置１
２−１５はそれぞれ、図１を見るとよく分かるようにデ
ータ記憶ディスク装置２０−２７に接続されている。偶
数番号の装置２０、２２、２４、２６は、本発明を使用
すると有利な第１の装置グループを構成する。奇数番号
の装置２１、２３、２５、２７は、第１の装置グループ
の機械動作と同時に本発明を使用すると有利な、第２の
独立した装置グループを構成する。装置２８は、図６を
見ると最もよく分かるが、単一の装置での本発明の実施
を示す。本発明を使用する動作は、図１のシステムの制
御及び効率が最大になるように、ディスク・アクセス動
作と制御動作の間でタイム・スライスすることができ
る。もちろん、そのような動作の混合は、適用業務及び
稼動環境に高度に依存し、本発明の記載の範囲を越える
ものである。
【０００９】図２は、拡張トラック・モードで本発明を
実施しながら、一定長論理トラックにアクセスすること
を示す概略図である。その諸原理は、後で図６に関して
述べるように、拡張シリンダ・モードにも適用できる。
図２には４つのディスク装置ＤＶＥ１ ２０、ＤＶＥ２
２２、ＤＶＥ３ ２４及びＤＶＥ４ ２６が示されて
いるが、図６に示すように、単一の装置を含む任意の数
の装置を使用することができる。各装置のディスク記録
面はすべて、４つの記録ゾーンＡ−Ｄに分割されてい
る。ゾーンＡは半径方向で一番外側の記録ゾーンであ
り、より大きなデータ記憶容量を有する、データ記憶用
物理トラックを含む。すなわち、各トラックは最大数の
データ・バイトを記憶する。このようなデータ記憶容量
はトラック長とも呼ばれる。ゾーンＡの物理トラック長
は、ゾーンＢ−Ｄ内のトラックより大きな線形寸法をも
つが、線形データ密度が各ゾーン間で相対的に一定にな
るように調整されると仮定すると、長さはデータ記憶容
量に等しい。ゾーンＤは半径方向で一番内側のゾーンで
あり、長さが最短の物理トラックを有し、ゾーン化記録
を有する装置の記録ディスク上の記録ゾーンのデータ記
憶容量が最小である。
実施しながら、一定長論理トラックにアクセスすること
を示す概略図である。その諸原理は、後で図６に関して
述べるように、拡張シリンダ・モードにも適用できる。
図２には４つのディスク装置ＤＶＥ１ ２０、ＤＶＥ２
２２、ＤＶＥ３ ２４及びＤＶＥ４ ２６が示されて
いるが、図６に示すように、単一の装置を含む任意の数
の装置を使用することができる。各装置のディスク記録
面はすべて、４つの記録ゾーンＡ−Ｄに分割されてい
る。ゾーンＡは半径方向で一番外側の記録ゾーンであ
り、より大きなデータ記憶容量を有する、データ記憶用
物理トラックを含む。すなわち、各トラックは最大数の
データ・バイトを記憶する。このようなデータ記憶容量
はトラック長とも呼ばれる。ゾーンＡの物理トラック長
は、ゾーンＢ−Ｄ内のトラックより大きな線形寸法をも
つが、線形データ密度が各ゾーン間で相対的に一定にな
るように調整されると仮定すると、長さはデータ記憶容
量に等しい。ゾーンＤは半径方向で一番内側のゾーンで
あり、長さが最短の物理トラックを有し、ゾーン化記録
を有する装置の記録ディスク上の記録ゾーンのデータ記
憶容量が最小である。
【００１０】本発明の１態様によれば、４つの装置すべ
ての物理トラックを、各論理トラックが４つのゾーンの
それぞれから１本ずつ物理トラックを含むように、論理
的かつ物理的に接続することによって、一定長論理トラ
ックが実施される。もちろん、任意の数の装置及びゾー
ンを使用することができる。以下で明らかになるよう
に、装置の数はゾーンの数を越えないことが好ましい。
論理トラックを、論理トラックのマニフォールドにグル
ープ分けする。各マニフォールドは、これらの装置のう
ち当該の各装置から始まる論理トラックを実施する。マ
ニフォールド１（Ｍ１）のトラックはすべて装置２０内
で開始し、マニフォールド２（Ｍ２）のトラックはすべ
て装置２２内で開始し、マニフォールド３（Ｍ３）のト
ラックはすべて装置２４内で開始し、マニフォールド４
（Ｍ４）のトラックはすべて装置２６内で開始する。
ての物理トラックを、各論理トラックが４つのゾーンの
それぞれから１本ずつ物理トラックを含むように、論理
的かつ物理的に接続することによって、一定長論理トラ
ックが実施される。もちろん、任意の数の装置及びゾー
ンを使用することができる。以下で明らかになるよう
に、装置の数はゾーンの数を越えないことが好ましい。
論理トラックを、論理トラックのマニフォールドにグル
ープ分けする。各マニフォールドは、これらの装置のう
ち当該の各装置から始まる論理トラックを実施する。マ
ニフォールド１（Ｍ１）のトラックはすべて装置２０内
で開始し、マニフォールド２（Ｍ２）のトラックはすべ
て装置２２内で開始し、マニフォールド３（Ｍ３）のト
ラックはすべて装置２４内で開始し、マニフォールド４
（Ｍ４）のトラックはすべて装置２６内で開始する。
【００１１】図２に示した実施例では、各マニフォール
ド内で使用される各記録ゾーンの物理トラックの数が等
しい。４つの装置にわたる論理トラックの数は、各ゾー
ン内のマニフォールドに割り当てられた物理トラックの
数に、これらの装置それぞれの記録ゾーンの数をかけた
積に等しい。以下で使用し、さらに図６に関して後で述
べるように、トラックという用語はトラック・シリンダ
を含むものとして使用する。すなわち、周知のように、
それぞれの記録面上の複数の物理トラックはすべて同じ
半径位置を有する。
ド内で使用される各記録ゾーンの物理トラックの数が等
しい。４つの装置にわたる論理トラックの数は、各ゾー
ン内のマニフォールドに割り当てられた物理トラックの
数に、これらの装置それぞれの記録ゾーンの数をかけた
積に等しい。以下で使用し、さらに図６に関して後で述
べるように、トラックという用語はトラック・シリンダ
を含むものとして使用する。すなわち、周知のように、
それぞれの記録面上の複数の物理トラックはすべて同じ
半径位置を有する。
【００１２】マニフォールドＭ１のトラックはすべて、
装置２０の記録ゾーンＡで開始する。すなわち、Ｍ１ト
ラックの第１の部分は、装置２０のゾーンＡ内の物理ト
ラックである。コンピュータ手段内のプログラムが、装
置制御装置１２−１５を論理的かつ物理的に制御して、
装置２０ゾーンＡのそれぞれのトラックを、線Ｍ１−１
で表されるＭ１論理トラックの続きとして、すなわちマ
ニフォールドＭ１論理トラックの第１の装置間接続とし
て、装置２２のゾーンＢ内の当該の物理トラックに接続
する。この論理的及び物理的接続は、装置２２ゾーンＢ
から接続Ｍ１−２を介して装置２４のゾーンＣに続き、
そこから接続Ｍ１−３を介して装置２６のゾーンＤに続
く。したがって、マニフォールドＭ１内の各論理トラッ
クは、それぞれ装置２０、２２、２４、２６内のゾーン
Ａ−Ｄ内の物理トラック長の和に等しい長さをもつ。他
のマニフォールドも同様の構造であり、以下の表１に示
すように制御される。 表１ 開始 第２ 第３ 最後 マニフォールド ゾーンＡ ゾーンＢ ゾーンＣ ゾーンＤ 番号 装置 接続 装置 接続 装置 接続 装置 Ｍ１ DVE1 M1-1 DVE2 M1-2 DVE3 M1-3 DVE4 Ｍ２ DVE2 M2-1 DVE3 M2-2 DVE4 M2-3 DVE1 Ｍ３ DVE3 M3-1 DVE4 M3-2 DVE1 M3-3 DVE2 Ｍ４ DVE4 M4-1 DVE1 M4-2 DVE2 M4-3 DVE3
装置２０の記録ゾーンＡで開始する。すなわち、Ｍ１ト
ラックの第１の部分は、装置２０のゾーンＡ内の物理ト
ラックである。コンピュータ手段内のプログラムが、装
置制御装置１２−１５を論理的かつ物理的に制御して、
装置２０ゾーンＡのそれぞれのトラックを、線Ｍ１−１
で表されるＭ１論理トラックの続きとして、すなわちマ
ニフォールドＭ１論理トラックの第１の装置間接続とし
て、装置２２のゾーンＢ内の当該の物理トラックに接続
する。この論理的及び物理的接続は、装置２２ゾーンＢ
から接続Ｍ１−２を介して装置２４のゾーンＣに続き、
そこから接続Ｍ１−３を介して装置２６のゾーンＤに続
く。したがって、マニフォールドＭ１内の各論理トラッ
クは、それぞれ装置２０、２２、２４、２６内のゾーン
Ａ−Ｄ内の物理トラック長の和に等しい長さをもつ。他
のマニフォールドも同様の構造であり、以下の表１に示
すように制御される。 表１ 開始 第２ 第３ 最後 マニフォールド ゾーンＡ ゾーンＢ ゾーンＣ ゾーンＤ 番号 装置 接続 装置 接続 装置 接続 装置 Ｍ１ DVE1 M1-1 DVE2 M1-2 DVE3 M1-3 DVE4 Ｍ２ DVE2 M2-1 DVE3 M2-2 DVE4 M2-3 DVE1 Ｍ３ DVE3 M3-1 DVE4 M3-2 DVE1 M3-3 DVE2 Ｍ４ DVE4 M4-1 DVE1 M4-2 DVE2 M4-3 DVE3
【００１３】表１において、Ａ−Ｄはそれぞれの装置Ｄ
ＶＥ１−ＤＶＥ４内で使用されるゾーンを示し、接続は
論理トラックを作成するための指示された装置間の論理
的及び物理的接続を示し、ラベル「開始」、「第２」、
「第３」及び「最後」はそれぞれ、各マニフォールドＭ
１−Ｍ４の各論理トラック内の第１、第２、第３及び最
後の物理トラックを示す。すべての論理トラックは、最
長の使用可能な物理トラックを有するすべてのマニフォ
ールド内で開始するが、それだけに限定することを意図
するものではない。また、これらの物理トラックは、従
来技術の場合と同様にアドレス可能であることに留意さ
れたい。したがって、どの装置上に存在するどの論理ト
ラックのどの部分も、論理トラック全体にアクセスする
ことなくアクセスできる。このようなディスク・トラッ
ク・アクセス動作は、従来技術のディスク・トラック・
アクセス方式に従ったものでよい。４つのマニフォール
ドすべて中の論理トラックはすべて、同じデータ記憶容
量及び同じ物理的長さを有し、周知のカウントキーデー
タ（ＣＫＤ）フォーマットのデータ・ディスクで使用さ
れる望ましい一定長トラックを形成する。このようにし
て、本発明を実施することによって作成される論理トラ
ックはＣＫＤトラックとして有利に使用できる。
ＶＥ１−ＤＶＥ４内で使用されるゾーンを示し、接続は
論理トラックを作成するための指示された装置間の論理
的及び物理的接続を示し、ラベル「開始」、「第２」、
「第３」及び「最後」はそれぞれ、各マニフォールドＭ
１−Ｍ４の各論理トラック内の第１、第２、第３及び最
後の物理トラックを示す。すべての論理トラックは、最
長の使用可能な物理トラックを有するすべてのマニフォ
ールド内で開始するが、それだけに限定することを意図
するものではない。また、これらの物理トラックは、従
来技術の場合と同様にアドレス可能であることに留意さ
れたい。したがって、どの装置上に存在するどの論理ト
ラックのどの部分も、論理トラック全体にアクセスする
ことなくアクセスできる。このようなディスク・トラッ
ク・アクセス動作は、従来技術のディスク・トラック・
アクセス方式に従ったものでよい。４つのマニフォール
ドすべて中の論理トラックはすべて、同じデータ記憶容
量及び同じ物理的長さを有し、周知のカウントキーデー
タ（ＣＫＤ）フォーマットのデータ・ディスクで使用さ
れる望ましい一定長トラックを形成する。このようにし
て、本発明を実施することによって作成される論理トラ
ックはＣＫＤトラックとして有利に使用できる。
【００１４】図６に示した単一装置２８がすべての論理
トラックを含むとき、記録ゾーン・シーケンスはこの単
一装置の複数の記録ゾーンを含む。たとえば、半径方向
に変位した４つの記録ゾーンＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄを有する単
一装置２８は、ＡＢＣＤ、ＢＣＤＡ、ＡＢ、ＤＡ、ＢＣ
などの記録ゾーン・シーケンス中の複数の物理トラック
からなる論理トラックを含むことができる。ここで、Ａ
は半径方向で一番外側の記録ゾーンであり、Ｄは半径方
向で一番内側の記録ゾーンである。図６は、ゾーンＡか
らゾーンＢへのトラック・シーク移動ＭＳ−１、ゾーン
ＢからゾーンＣへのトラック・シーク移動ＭＳ−２、ゾ
ーンＣからゾーンＤへのトラック・シーク移動ＭＳ−
３、及びゾーンＤからゾーンＡへのトラック・シーク移
動ＭＳ−４によって、単一装置２８内で１つのマニフォ
ールドを形成するためのゾーン・シーケンスＡＢＣＤを
示す。これらのゾーンに順次アクセスする第１のシーケ
ンスＡＢＣＤで、４つのゾーンのそれぞれ中の第１のす
なわち半径方向で一番外側のトラックがアクセスされ、
トラック走査の第２のシーケンスでは、各ゾーン内の半
径方向で外側から２番目の物理的トラックがアクセスさ
れ、以下同様である。物理トラック・アクセス方式のそ
の他の組合せを使用することもでき、シーケンスＡＢＣ
Ｄ、またはゾーンのその他のシーケンスを使用して複数
のマニフォールドを作成することもできる。記録ゾーン
の任意の組合せを使用することができる。
トラックを含むとき、記録ゾーン・シーケンスはこの単
一装置の複数の記録ゾーンを含む。たとえば、半径方向
に変位した４つの記録ゾーンＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄを有する単
一装置２８は、ＡＢＣＤ、ＢＣＤＡ、ＡＢ、ＤＡ、ＢＣ
などの記録ゾーン・シーケンス中の複数の物理トラック
からなる論理トラックを含むことができる。ここで、Ａ
は半径方向で一番外側の記録ゾーンであり、Ｄは半径方
向で一番内側の記録ゾーンである。図６は、ゾーンＡか
らゾーンＢへのトラック・シーク移動ＭＳ−１、ゾーン
ＢからゾーンＣへのトラック・シーク移動ＭＳ−２、ゾ
ーンＣからゾーンＤへのトラック・シーク移動ＭＳ−
３、及びゾーンＤからゾーンＡへのトラック・シーク移
動ＭＳ−４によって、単一装置２８内で１つのマニフォ
ールドを形成するためのゾーン・シーケンスＡＢＣＤを
示す。これらのゾーンに順次アクセスする第１のシーケ
ンスＡＢＣＤで、４つのゾーンのそれぞれ中の第１のす
なわち半径方向で一番外側のトラックがアクセスされ、
トラック走査の第２のシーケンスでは、各ゾーン内の半
径方向で外側から２番目の物理的トラックがアクセスさ
れ、以下同様である。物理トラック・アクセス方式のそ
の他の組合せを使用することもでき、シーケンスＡＢＣ
Ｄ、またはゾーンのその他のシーケンスを使用して複数
のマニフォールドを作成することもできる。記録ゾーン
の任意の組合せを使用することができる。
【００１５】複数装置の実施例でも単一装置の実施例で
も、論理トラック長の長さが異なることがある。すべて
の論理トラックが同じ長さをもつことが望ましい場合
（好ましい実施例）は、たとえば、４つのゾーンのそれ
ぞれから１本の物理トラックが、論理トラックのただ１
つの定義となり得る。論理トラックは、ゾーンＢやＣな
ど、単一装置内の記録ゾーンのすべてより少ない記録ゾ
ーンからの複数の物理トラックに制限することができ
る。本段では、物理トラックという用語は、複数のトラ
ックからなるシリンダを含むものとする。
も、論理トラック長の長さが異なることがある。すべて
の論理トラックが同じ長さをもつことが望ましい場合
（好ましい実施例）は、たとえば、４つのゾーンのそれ
ぞれから１本の物理トラックが、論理トラックのただ１
つの定義となり得る。論理トラックは、ゾーンＢやＣな
ど、単一装置内の記録ゾーンのすべてより少ない記録ゾ
ーンからの複数の物理トラックに制限することができ
る。本段では、物理トラックという用語は、複数のトラ
ックからなるシリンダを含むものとする。
【００１６】最適の性能を得るには、各変換器（図示せ
ず）が当該のインデックス位置（図示せず）でほぼ同時
に当該の物理トラックの走査を開始するように、装置Ｄ
ＶＥ１−ＤＶＥ４内の各ディスクの回転を同期させるこ
とが望ましい。このような同期化は、４つの装置の既知
のサーボ・ディスク面を感知し、駆動モータの動作を調
節して、すべての変換器がそれぞれ当該のインデックス
・マークを走査するようにこれらの装置内の各ディスク
の回転位置を同期させることによって達成される。この
目的のために、同期化回路手段ＳＹＮＣ３５が、破線で
示すように、このような同期化が可能なように、４つの
装置のディスク駆動モータに動作可能に接続される。ア
レイ制御装置１１が、このような同期化がいつ必要かを
自動的に決定し、次いで線３６上に供給される適当な信
号によってＳＹＮＣ３５を活動化する。上述のようにデ
ィスク回転を実施するために複数の装置を同期させるこ
とは周知なので、このような同期化の詳細についてはこ
こでは説明しない。本発明は、周知の「ロール・モー
ド」のディスク・トラック・アクセス方式などを使用す
ることによって、同期化なしで実施することもできる。
このようなロール・モード・アクセス方式は、個々の物
理トラックに適用でき、またいわゆるシリンダ・モード
中にこのようなトラックからなるシリンダにも適用でき
る。米国特許第４４８３１６６号は、キャッシュ式制御
装置環境におけるＤＡＳＤ用のシリンダ・ロール・モー
ドを記載している。同特許に記載されたロール・モード
は、装置のディスク回転が完全に同期されないとき、本
発明を実施しながら、物理トラック及び論理トラックに
使用することができる。
ず）が当該のインデックス位置（図示せず）でほぼ同時
に当該の物理トラックの走査を開始するように、装置Ｄ
ＶＥ１−ＤＶＥ４内の各ディスクの回転を同期させるこ
とが望ましい。このような同期化は、４つの装置の既知
のサーボ・ディスク面を感知し、駆動モータの動作を調
節して、すべての変換器がそれぞれ当該のインデックス
・マークを走査するようにこれらの装置内の各ディスク
の回転位置を同期させることによって達成される。この
目的のために、同期化回路手段ＳＹＮＣ３５が、破線で
示すように、このような同期化が可能なように、４つの
装置のディスク駆動モータに動作可能に接続される。ア
レイ制御装置１１が、このような同期化がいつ必要かを
自動的に決定し、次いで線３６上に供給される適当な信
号によってＳＹＮＣ３５を活動化する。上述のようにデ
ィスク回転を実施するために複数の装置を同期させるこ
とは周知なので、このような同期化の詳細についてはこ
こでは説明しない。本発明は、周知の「ロール・モー
ド」のディスク・トラック・アクセス方式などを使用す
ることによって、同期化なしで実施することもできる。
このようなロール・モード・アクセス方式は、個々の物
理トラックに適用でき、またいわゆるシリンダ・モード
中にこのようなトラックからなるシリンダにも適用でき
る。米国特許第４４８３１６６号は、キャッシュ式制御
装置環境におけるＤＡＳＤ用のシリンダ・ロール・モー
ドを記載している。同特許に記載されたロール・モード
は、装置のディスク回転が完全に同期されないとき、本
発明を実施しながら、物理トラック及び論理トラックに
使用することができる。
【００１７】ある種のディスク・アクセス動作では、複
数のＣＫＤトラックを連続的に走査することが望まし
い。本発明を実施する際、このような連続走査は、ディ
スク回転に関連するコストまたは遅延なしで達成でき
る。図３は、１本の論理トラックを構成する４つの物理
トラックを順次走査することによって１本または複数の
論理トラックをこのように連続走査する場合のタイミン
グを示す。インデックスという用語は、複数トラック走
査で使用される回転ディスクのパスまたは走査の数を示
す。４つの装置ＤＶＥ１−ＤＶＥ４のそれぞれの動作
を、図３の個々のグラフ線上に示す。ディスクの回転数
はＲＥＶ−１などで示されている。番号４０は、１本の
論理トラックがディスク４回転で走査され、ディスク１
回転で各物理トラックが走査されることを示す。番号３
０は、ＤＶＥ１のゾーンＡ内の第１の物理トラックの走
査を示し、二重線はデータ転送が行われていることを示
す。垂直線１の所で、すべての装置のインデックスがパ
スされる。このとき、データ転送が、ゾーンＡ ＤＶＥ
１トラックから走査中の論理トラックのゾーンＢ ＤＶ
Ｅ２トラックに電子的に切り替わる。番号３１は、ゾー
ンＢ ＤＶＥ２及びゾーンＣ ＤＶＥ３物理トラックの
走査中に、ＤＶＥ１がその変換器（図示せず）を半径方
向にＤＶＥ１のゾーンＡ内の次のトラックに移動させ
て、番号４１で示されるように次の論理トラックの始め
を読み出す準備をすることを示す。垂直線２の所で、デ
ータ転送が、ＤＶＥ２のゾーンＢから走査中の論理トラ
ックのゾーンＣ ＤＶＥ３物理トラックに電子的に切り
替わる。垂直線２でインデックスがパスされた後、ＤＶ
Ｅ２はその変換器（図示せず）を、走査される次の論理
トラックの要素であるＤＶＥ２の物理トラックに移動さ
せる。この動作が、４つの装置すべてについて繰り返さ
れ、次の論理トラックの走査は、単に、ＤＶＥ４のゾー
ンＤからＤＶＥ１のゾーンＡにデータ転送を電子的に切
り替えることによって開始する。所望の論理トラックが
すべて走査されるまで、この走査サイクルが繰り返され
る。どの走査にも待ち時間遅延がないことに留意された
い。図３を検討すると、このタイプの連続トラック走査
でロール・モードが使用できることがわかる。４つの装
置の回転速度を同期させることが望ましい。
数のＣＫＤトラックを連続的に走査することが望まし
い。本発明を実施する際、このような連続走査は、ディ
スク回転に関連するコストまたは遅延なしで達成でき
る。図３は、１本の論理トラックを構成する４つの物理
トラックを順次走査することによって１本または複数の
論理トラックをこのように連続走査する場合のタイミン
グを示す。インデックスという用語は、複数トラック走
査で使用される回転ディスクのパスまたは走査の数を示
す。４つの装置ＤＶＥ１−ＤＶＥ４のそれぞれの動作
を、図３の個々のグラフ線上に示す。ディスクの回転数
はＲＥＶ−１などで示されている。番号４０は、１本の
論理トラックがディスク４回転で走査され、ディスク１
回転で各物理トラックが走査されることを示す。番号３
０は、ＤＶＥ１のゾーンＡ内の第１の物理トラックの走
査を示し、二重線はデータ転送が行われていることを示
す。垂直線１の所で、すべての装置のインデックスがパ
スされる。このとき、データ転送が、ゾーンＡ ＤＶＥ
１トラックから走査中の論理トラックのゾーンＢ ＤＶ
Ｅ２トラックに電子的に切り替わる。番号３１は、ゾー
ンＢ ＤＶＥ２及びゾーンＣ ＤＶＥ３物理トラックの
走査中に、ＤＶＥ１がその変換器（図示せず）を半径方
向にＤＶＥ１のゾーンＡ内の次のトラックに移動させ
て、番号４１で示されるように次の論理トラックの始め
を読み出す準備をすることを示す。垂直線２の所で、デ
ータ転送が、ＤＶＥ２のゾーンＢから走査中の論理トラ
ックのゾーンＣ ＤＶＥ３物理トラックに電子的に切り
替わる。垂直線２でインデックスがパスされた後、ＤＶ
Ｅ２はその変換器（図示せず）を、走査される次の論理
トラックの要素であるＤＶＥ２の物理トラックに移動さ
せる。この動作が、４つの装置すべてについて繰り返さ
れ、次の論理トラックの走査は、単に、ＤＶＥ４のゾー
ンＤからＤＶＥ１のゾーンＡにデータ転送を電子的に切
り替えることによって開始する。所望の論理トラックが
すべて走査されるまで、この走査サイクルが繰り返され
る。どの走査にも待ち時間遅延がないことに留意された
い。図３を検討すると、このタイプの連続トラック走査
でロール・モードが使用できることがわかる。４つの装
置の回転速度を同期させることが望ましい。
【００１８】図４は、１つのマニフォールド内の物理ト
ラックまたは論理トラックの走査を停止し、第２のマニ
フォールド内の物理トラックまたは論理トラックの走査
を開始するのに使用されるディスク動作のタイミングを
示す。データ転送５０−５３は、Ｍ１内の最後の論理ト
ラック４５からのデータ転送を表す。マニフォールドＭ
２内の論理トラックの走査の始まりは、垂直線４７の所
で開始し、矢印４６で示されるようにＭ２内に続く。Ｍ
２内での走査を準備するために、時間５４にＤＶＥ２は
そのゾーンＡ内で走査される最初のトラックに切り替わ
る。このようなトラック切替え（シーキング）は通常、
ディスク１回転中に達成され、垂直線４７の所でＤＶＥ
２がその変換器（図示せず）をゾーンＡ内で走査される
最初の物理トラックに忠実に追従させる。時間５６に、
ＤＶＥ２はそのゾーンＡのそのような最初のトラックか
らのデータ転送を実施する。時刻５７に、ＤＶＥ３は図
３について説明したデータ転送などを続ける。マニフォ
ールド切替えの際、ＤＶＥ２−ＤＶＥ４は、ディスク２
回転で次に走査されるその当該のゾーンにシークする
が、ＤＶＥ１はＭ２内のそのゾーンＤからデータを転送
する前にディスク６回転する。
ラックまたは論理トラックの走査を停止し、第２のマニ
フォールド内の物理トラックまたは論理トラックの走査
を開始するのに使用されるディスク動作のタイミングを
示す。データ転送５０−５３は、Ｍ１内の最後の論理ト
ラック４５からのデータ転送を表す。マニフォールドＭ
２内の論理トラックの走査の始まりは、垂直線４７の所
で開始し、矢印４６で示されるようにＭ２内に続く。Ｍ
２内での走査を準備するために、時間５４にＤＶＥ２は
そのゾーンＡ内で走査される最初のトラックに切り替わ
る。このようなトラック切替え（シーキング）は通常、
ディスク１回転中に達成され、垂直線４７の所でＤＶＥ
２がその変換器（図示せず）をゾーンＡ内で走査される
最初の物理トラックに忠実に追従させる。時間５６に、
ＤＶＥ２はそのゾーンＡのそのような最初のトラックか
らのデータ転送を実施する。時刻５７に、ＤＶＥ３は図
３について説明したデータ転送などを続ける。マニフォ
ールド切替えの際、ＤＶＥ２−ＤＶＥ４は、ディスク２
回転で次に走査されるその当該のゾーンにシークする
が、ＤＶＥ１はＭ２内のそのゾーンＤからデータを転送
する前にディスク６回転する。
【００１９】図５は、周知のシリンダ・モード走査、な
らびに本発明の拡張シリンダ・モード走査の概略図を示
す。トラック・シリンダは、ディスク上の同じ半径位置
にあるトラックである。ほとんどのＤＡＳＤは、「櫛
形」ヘッド・アセンブリを使用し、ヘッドまたは変換器
が各記録面と動作可能に関連づけられる。このとき、所
与のシリンダ内の走査トラック間の切替えは、単一の読
出し／書込み回路を任意の１つのヘッドに接続する電子
回路によって達成される。図５には、３枚の同時回転同
軸ディスク１２０、１２５、１３０が示されており、各
ディスクはそれぞれ２面の記録面１２１と１２２、１２
６と１２７、１３１と１３２を有する。小さな矩形１３
５は、それぞれ１本の円形データ記憶トラックを表し、
垂直方向に並んだすべての矩形は各トラック・シリンダ
を表す。多くのＤＡＳＤでは、面１３２などこれらの記
録面のうちの１つが位置決めサーボ面として事前に記録
される。したがって、データ記憶面の数は、常に奇数で
あり、図５では５である。従来技術のシリンダ・モード
では、任意のトラック・シリンダ内のすべてのトラック
を順次走査する。たとえば、最初に、面１２１上の半径
方向位置１３６にあるトラックを走査する。次に、面１
２１上での走査を完了したとき、電子回路（図示せず）
は面１２２上のシリンダ１３６内のトラックを走査する
ように読出し／書込み回路（図示せず）を切り替える。
矢印１３７は、上述したように、シリンダ１３６内での
順次トラック走査が面１２６に、次に面１２７に進むこ
とを表す。矢印１３８は、順次トラック走査が面１３１
上のシリンダ１３６のトラックに進むことを表す。従来
技術では、面１３１トラックの走査でシリンダ・モード
は完了した。次いで、あるプログラムが、各シリンダ・
トラックを、任意の１本のトラック・シリンダ内のすべ
てのデータ記憶用物理トラック内に記憶された１本の論
理トラックを含むものとして扱った。本発明によれば、
この有用な概念が、複数のゾーン化データ記憶ディスク
内の複数のトラック・シリンダに拡張される。したがっ
て、本発明は、１本のデータ・シリンダが、あたかも１
本のトラックであるかのように、複数の装置のそれぞれ
から読み出されるように実施することができる。このモ
ードは、拡張シリンダ・モードと呼ばれる。複数のトラ
ック・シリンダを使用する場合、各装置から単一のトラ
ックが読み出される、図２について述べた動作も実施で
きる。記録中の装置のフォーマット化によって、複数の
装置からデータを読み出す際にどのモードが使用される
かが決まる。
らびに本発明の拡張シリンダ・モード走査の概略図を示
す。トラック・シリンダは、ディスク上の同じ半径位置
にあるトラックである。ほとんどのＤＡＳＤは、「櫛
形」ヘッド・アセンブリを使用し、ヘッドまたは変換器
が各記録面と動作可能に関連づけられる。このとき、所
与のシリンダ内の走査トラック間の切替えは、単一の読
出し／書込み回路を任意の１つのヘッドに接続する電子
回路によって達成される。図５には、３枚の同時回転同
軸ディスク１２０、１２５、１３０が示されており、各
ディスクはそれぞれ２面の記録面１２１と１２２、１２
６と１２７、１３１と１３２を有する。小さな矩形１３
５は、それぞれ１本の円形データ記憶トラックを表し、
垂直方向に並んだすべての矩形は各トラック・シリンダ
を表す。多くのＤＡＳＤでは、面１３２などこれらの記
録面のうちの１つが位置決めサーボ面として事前に記録
される。したがって、データ記憶面の数は、常に奇数で
あり、図５では５である。従来技術のシリンダ・モード
では、任意のトラック・シリンダ内のすべてのトラック
を順次走査する。たとえば、最初に、面１２１上の半径
方向位置１３６にあるトラックを走査する。次に、面１
２１上での走査を完了したとき、電子回路（図示せず）
は面１２２上のシリンダ１３６内のトラックを走査する
ように読出し／書込み回路（図示せず）を切り替える。
矢印１３７は、上述したように、シリンダ１３６内での
順次トラック走査が面１２６に、次に面１２７に進むこ
とを表す。矢印１３８は、順次トラック走査が面１３１
上のシリンダ１３６のトラックに進むことを表す。従来
技術では、面１３１トラックの走査でシリンダ・モード
は完了した。次いで、あるプログラムが、各シリンダ・
トラックを、任意の１本のトラック・シリンダ内のすべ
てのデータ記憶用物理トラック内に記憶された１本の論
理トラックを含むものとして扱った。本発明によれば、
この有用な概念が、複数のゾーン化データ記憶ディスク
内の複数のトラック・シリンダに拡張される。したがっ
て、本発明は、１本のデータ・シリンダが、あたかも１
本のトラックであるかのように、複数の装置のそれぞれ
から読み出されるように実施することができる。このモ
ードは、拡張シリンダ・モードと呼ばれる。複数のトラ
ック・シリンダを使用する場合、各装置から単一のトラ
ックが読み出される、図２について述べた動作も実施で
きる。記録中の装置のフォーマット化によって、複数の
装置からデータを読み出す際にどのモードが使用される
かが決まる。
【００２０】図５は、前述のトラック・マニフォールド
Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄをも示している。例示された装置内のマ
ニフォールドＡ−Ｄのそれぞれ内に１０本のトラック・
シリンダがある。図２−図４に示した連続的物理トラッ
ク走査は、トラック・シリンダでもよく機能する。図５
では、各シリンダ・モード走査の完了時に、前述の走査
が同じマニフォールド及び異なるマニフォールド内で物
理トラックから物理トラックに進んだのと同様にして、
走査が次のトラック・シリンダに進む。面１３１上のシ
リンダ１３６のデータ記憶トラックを完全に走査した後
（面１３２はサーボ面であると仮定する）、矢印１３９
は、連続走査が次のドライブのゾーンＢ内の同じ相対的
トラックに進むことを示す。すなわち、マニフォールド
Ｍ１内で、走査はＤＶＥ１ゾーンＡからＤＶＥ２内のゾ
ーンＢの最初のシリンダに進む。図５では、この相対的
位置は、矢印１４１及び１４２で表されるゾーンＢ内の
シリンダ・モード走査である。この最後に言及したシリ
ンダ・モード走査を完了すると、連続マルチシリンダ走
査は、矢印１４３で表されるように、次の装置のゾーン
Ｃに進む。図２のＭ１において、矢印１４３は、ＤＶＥ
２ゾーンＢからＤＶＥ３ゾーンＣへの連続走査の切替え
を表す。走査は、上述のようにすべてのゾーンについて
図５の矢印１４４−１４８で示されるように進む。矢印
１４９は、物理トラックの第２のまたは隣接のシリンダ
１５１で第１の装置（Ｍ１内のＤＶＥ１）のゾーンＡに
戻ることを表す。上述の電子的トラック切替えのすべて
により、マニフォールドＭ１内の第２組のシリンダの連
続走査が可能になる。すべてのマニフォールドが同様に
走査される。番号１６０は、どのマニフォールドにも割
り当てられていない、すなわち従来技術の場合のように
アクセスされる、例示された装置上のトラック・シリン
ダを表す。このような非マニフォールド・トラックは、
制御情報用、及びより短い論理トラックの記憶用などの
物理データ記憶トラックであり得る。１本の論理トラッ
クが、複数の装置ＤＶＥ１−ＤＶＥ４内のすべてのマニ
フォールド内のすべての物理トラックを占有できること
を思い起こされたい。もちろん、任意の数のマニフォー
ルド及び装置を使用することができる。マニフォールド
の数は装置の数より決して少なくないことが好ましい。
このようにすると、１本または複数のトラック・マニフ
ォールドを有する１つの装置への拡張が実現される。単
一の装置の実施例では、複数の櫛形ヘッドを使用するこ
とが好ましい。そうしないと、複数の装置を使用した場
合より性能が低下する。また、複数の装置内のディスク
の各ゾーン内のトラック／シリンダの数は同じであるこ
とが好ましいが、それに限定することを意図するもので
はない。たとえば、４ゾーン単一装置構成で、当該の半
径方向の両端にある２つのゾーンがそれぞれ第１の数の
トラックを有し、半径方向の両端にあるこれらのゾーン
の間に半径方向で位置する２つのゾーンが第１の数の２
倍の数のトラックを有することが可能である。このよう
な配置構成では、連続走査は、交互にディスク上の逆の
半径方向に進む。その他の配置構成も考えることができ
る。
Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄをも示している。例示された装置内のマ
ニフォールドＡ−Ｄのそれぞれ内に１０本のトラック・
シリンダがある。図２−図４に示した連続的物理トラッ
ク走査は、トラック・シリンダでもよく機能する。図５
では、各シリンダ・モード走査の完了時に、前述の走査
が同じマニフォールド及び異なるマニフォールド内で物
理トラックから物理トラックに進んだのと同様にして、
走査が次のトラック・シリンダに進む。面１３１上のシ
リンダ１３６のデータ記憶トラックを完全に走査した後
（面１３２はサーボ面であると仮定する）、矢印１３９
は、連続走査が次のドライブのゾーンＢ内の同じ相対的
トラックに進むことを示す。すなわち、マニフォールド
Ｍ１内で、走査はＤＶＥ１ゾーンＡからＤＶＥ２内のゾ
ーンＢの最初のシリンダに進む。図５では、この相対的
位置は、矢印１４１及び１４２で表されるゾーンＢ内の
シリンダ・モード走査である。この最後に言及したシリ
ンダ・モード走査を完了すると、連続マルチシリンダ走
査は、矢印１４３で表されるように、次の装置のゾーン
Ｃに進む。図２のＭ１において、矢印１４３は、ＤＶＥ
２ゾーンＢからＤＶＥ３ゾーンＣへの連続走査の切替え
を表す。走査は、上述のようにすべてのゾーンについて
図５の矢印１４４−１４８で示されるように進む。矢印
１４９は、物理トラックの第２のまたは隣接のシリンダ
１５１で第１の装置（Ｍ１内のＤＶＥ１）のゾーンＡに
戻ることを表す。上述の電子的トラック切替えのすべて
により、マニフォールドＭ１内の第２組のシリンダの連
続走査が可能になる。すべてのマニフォールドが同様に
走査される。番号１６０は、どのマニフォールドにも割
り当てられていない、すなわち従来技術の場合のように
アクセスされる、例示された装置上のトラック・シリン
ダを表す。このような非マニフォールド・トラックは、
制御情報用、及びより短い論理トラックの記憶用などの
物理データ記憶トラックであり得る。１本の論理トラッ
クが、複数の装置ＤＶＥ１−ＤＶＥ４内のすべてのマニ
フォールド内のすべての物理トラックを占有できること
を思い起こされたい。もちろん、任意の数のマニフォー
ルド及び装置を使用することができる。マニフォールド
の数は装置の数より決して少なくないことが好ましい。
このようにすると、１本または複数のトラック・マニフ
ォールドを有する１つの装置への拡張が実現される。単
一の装置の実施例では、複数の櫛形ヘッドを使用するこ
とが好ましい。そうしないと、複数の装置を使用した場
合より性能が低下する。また、複数の装置内のディスク
の各ゾーン内のトラック／シリンダの数は同じであるこ
とが好ましいが、それに限定することを意図するもので
はない。たとえば、４ゾーン単一装置構成で、当該の半
径方向の両端にある２つのゾーンがそれぞれ第１の数の
トラックを有し、半径方向の両端にあるこれらのゾーン
の間に半径方向で位置する２つのゾーンが第１の数の２
倍の数のトラックを有することが可能である。このよう
な配置構成では、連続走査は、交互にディスク上の逆の
半径方向に進む。その他の配置構成も考えることができ
る。
【００２１】次に図７を参照すると、アレイ・プロセッ
サ１１は、ＲＡＭ６９内に記憶されたソフトウェアに作
用するプログラム式制御装置６１を含む。ＲＡＭ６９
は、半導体チップ内に埋め込まれたソフトウェアを有す
る読出し専用メモリでもよく、またソフトウェアが外部
記憶装置（図示しないが、磁気テープ、光ディスク、磁
気ディスクまたはディスケットなどでよい）から読み出
される、または電子的接続６４などを介してホスト・プ
ロセッサ１０からダウンロードされる書込み可能ＲＡＭ
でもよい。制御装置１１は、２つのデータ・バッファ、
すなわちホスト・プロセッサ１０とのデータ転送を緩衝
するためのチャネル・バッファ６２、及び装置１２−１
４とのデータ転送を緩衝するための装置バッファ６３を
含む。ケーブル６５がこれら２つのバッファを、それら
の間でデータが転送できるように接続する。実際の実施
例では、２つのバッファ６２及び６３は、サブシステム
記憶装置（図示せず）の割り振られた部分、比較的小型
の変速バッファ、各装置ごとに別個のバッファ、または
装置１２−１４のすべてによって共用される１つのバッ
ファでよい。バッファ配置構成の選択は、そのようなバ
ッファ設計が情報処理システムの性能に影響を与える可
能性がある点を除けば、本発明の実施とは無関係であ
る。プログラム式制御装置６１は、装置制御装置１２−
１４を制御するための、それらの装置制御装置への別個
の接続６８を有する。データ転送中、装置制御装置及び
バッファは自動的にデータを転送し、プログラム式制御
装置６１がデータ転送を監視する。番号３６は、図２の
ＳＹＮＣ回路３５への制御接続を示す。
サ１１は、ＲＡＭ６９内に記憶されたソフトウェアに作
用するプログラム式制御装置６１を含む。ＲＡＭ６９
は、半導体チップ内に埋め込まれたソフトウェアを有す
る読出し専用メモリでもよく、またソフトウェアが外部
記憶装置（図示しないが、磁気テープ、光ディスク、磁
気ディスクまたはディスケットなどでよい）から読み出
される、または電子的接続６４などを介してホスト・プ
ロセッサ１０からダウンロードされる書込み可能ＲＡＭ
でもよい。制御装置１１は、２つのデータ・バッファ、
すなわちホスト・プロセッサ１０とのデータ転送を緩衝
するためのチャネル・バッファ６２、及び装置１２−１
４とのデータ転送を緩衝するための装置バッファ６３を
含む。ケーブル６５がこれら２つのバッファを、それら
の間でデータが転送できるように接続する。実際の実施
例では、２つのバッファ６２及び６３は、サブシステム
記憶装置（図示せず）の割り振られた部分、比較的小型
の変速バッファ、各装置ごとに別個のバッファ、または
装置１２−１４のすべてによって共用される１つのバッ
ファでよい。バッファ配置構成の選択は、そのようなバ
ッファ設計が情報処理システムの性能に影響を与える可
能性がある点を除けば、本発明の実施とは無関係であ
る。プログラム式制御装置６１は、装置制御装置１２−
１４を制御するための、それらの装置制御装置への別個
の接続６８を有する。データ転送中、装置制御装置及び
バッファは自動的にデータを転送し、プログラム式制御
装置６１がデータ転送を監視する。番号３６は、図２の
ＳＹＮＣ回路３５への制御接続を示す。
【００２２】図８は、図２−図６に関して述べた動作を
実施するための単純化した機械動作図である。１つの実
施例では、図８−図１２に示すすべての機械動作につい
て、ＲＡＭ６９内のプログラムにより、プログラム式制
御装置（プログラム式プロセッサ）６１は、アレイ制御
装置１１、装置制御装置１２−１４（したがって装置２
０−２７）を制御し、例示された機械動作を実行するこ
とができる。このようなプログラム式制御装置は、１つ
または複数のホスト・プロセッサ１０内のマージ用アレ
イ制御装置１１を含む、図１の情報処理システムのどの
装置内にも収容できることを理解されたい。また、プロ
グラム制御装置の一部分を、どの装置制御装置１２−１
４内にも収容することができ、このような装置制御装置
を１つまたは複数の装置２０−２７の一部分として実装
または格納することもできる。
実施するための単純化した機械動作図である。１つの実
施例では、図８−図１２に示すすべての機械動作につい
て、ＲＡＭ６９内のプログラムにより、プログラム式制
御装置（プログラム式プロセッサ）６１は、アレイ制御
装置１１、装置制御装置１２−１４（したがって装置２
０−２７）を制御し、例示された機械動作を実行するこ
とができる。このようなプログラム式制御装置は、１つ
または複数のホスト・プロセッサ１０内のマージ用アレ
イ制御装置１１を含む、図１の情報処理システムのどの
装置内にも収容できることを理解されたい。また、プロ
グラム制御装置の一部分を、どの装置制御装置１２−１
４内にも収容することができ、このような装置制御装置
を１つまたは複数の装置２０−２７の一部分として実装
または格納することもできる。
【００２３】図２について述べた動作を実施するための
最初の機械段階である段階７０で、同じマニフォールド
及び相対的物理トラックすなわち実トラックにサーボす
る（当該の装置２０、２２、２４、２６のヘッド（図示
せず）を移動する）。図５を参照すると、ＤＶＥ１のヘ
ッドは、ゾーンＡのシリンダ１３６内のトラックを走査
するように移動し、ＤＶＥ２のヘッドは矢印１４１で表
されるシリンダのゾーンＢ内のトラックを走査するよう
に移動し、ＤＶＥ３のヘッドは矢印１４４で表されるシ
リンダのゾーンＣ内のトラックを走査するように移動
し、ＤＶＥ４のヘッドは矢印１４７で表されるゾーンＤ
内のトラックを走査するように移動する。マニフォール
ドＭ１は、当該の各装置内の上記で識別されたゾーン内
のすべてのトラックを含む。機械段階７１で、ＤＶＥ１
をマニフォールドＭ１の最初の装置として選択し、マニ
フォールドＭ１内のトラックを含む論理トラックにアク
セスする。読出し操作の場合、機械段階７２で、データ
が記録面１２１上のシリンダ１３６内のトラックから読
み出され、バッファ６３に入る。拡張シリンダ・モード
を実施する場合は、シリンダ１３６からのすべてのトラ
ックが読み出されてから、ＤＶＥ２からのトラックが読
み出される。拡張トラック・モードと呼ばれる図２のモ
ードでは、面１２１のトラックを読み出した後、動作
は、図５の矢印１３９または図２の矢印Ｍ１−１で示さ
れるように、ＤＶＥ２に直接進む。機械段階７２で、Ｄ
ＶＥ１がアクチュエートされて、次の半径方向トラック
に、すなわち図５のシリンダ１３６からシリンダ１５１
にシークする。この段階は、図３の番号３１のトラック
・シークまたは切替えの開始に対応する。ほぼ同時に、
機械段階７４で、ＤＶＥ２など、データ転送のために次
に読み出される装置が選択される。機械段階７５で、Ｄ
ＶＥ２から読み出されたデータがバッファ６３に転送さ
れる。このデータ転送の後、機械段階７６で、プログラ
ム式制御装置６１が、アクセスされている論理トラック
がトラックの終わりに達したか否かを決定する。イエス
の場合、動作経路７７で、プログラム制御下の機械動作
は他の動作に進む。論理トラックが完全に読み出されて
はいない場合、論理トラックがそっくり読み出される
（書込み操作の場合はそこに書き込まれる）まで、機械
段階７２以降が繰り返される。図８の機械動作は、論理
トラックのどのアクセスにも適用される。
最初の機械段階である段階７０で、同じマニフォールド
及び相対的物理トラックすなわち実トラックにサーボす
る（当該の装置２０、２２、２４、２６のヘッド（図示
せず）を移動する）。図５を参照すると、ＤＶＥ１のヘ
ッドは、ゾーンＡのシリンダ１３６内のトラックを走査
するように移動し、ＤＶＥ２のヘッドは矢印１４１で表
されるシリンダのゾーンＢ内のトラックを走査するよう
に移動し、ＤＶＥ３のヘッドは矢印１４４で表されるシ
リンダのゾーンＣ内のトラックを走査するように移動
し、ＤＶＥ４のヘッドは矢印１４７で表されるゾーンＤ
内のトラックを走査するように移動する。マニフォール
ドＭ１は、当該の各装置内の上記で識別されたゾーン内
のすべてのトラックを含む。機械段階７１で、ＤＶＥ１
をマニフォールドＭ１の最初の装置として選択し、マニ
フォールドＭ１内のトラックを含む論理トラックにアク
セスする。読出し操作の場合、機械段階７２で、データ
が記録面１２１上のシリンダ１３６内のトラックから読
み出され、バッファ６３に入る。拡張シリンダ・モード
を実施する場合は、シリンダ１３６からのすべてのトラ
ックが読み出されてから、ＤＶＥ２からのトラックが読
み出される。拡張トラック・モードと呼ばれる図２のモ
ードでは、面１２１のトラックを読み出した後、動作
は、図５の矢印１３９または図２の矢印Ｍ１−１で示さ
れるように、ＤＶＥ２に直接進む。機械段階７２で、Ｄ
ＶＥ１がアクチュエートされて、次の半径方向トラック
に、すなわち図５のシリンダ１３６からシリンダ１５１
にシークする。この段階は、図３の番号３１のトラック
・シークまたは切替えの開始に対応する。ほぼ同時に、
機械段階７４で、ＤＶＥ２など、データ転送のために次
に読み出される装置が選択される。機械段階７５で、Ｄ
ＶＥ２から読み出されたデータがバッファ６３に転送さ
れる。このデータ転送の後、機械段階７６で、プログラ
ム式制御装置６１が、アクセスされている論理トラック
がトラックの終わりに達したか否かを決定する。イエス
の場合、動作経路７７で、プログラム制御下の機械動作
は他の動作に進む。論理トラックが完全に読み出されて
はいない場合、論理トラックがそっくり読み出される
（書込み操作の場合はそこに書き込まれる）まで、機械
段階７２以降が繰り返される。図８の機械動作は、論理
トラックのどのアクセスにも適用される。
【００２４】残りの図の説明に進む前に、機械動作図
は、ＤＡＳＤの動作において周知のタイミングの細かい
点は扱っていないことに留意されたい。多数のサブシス
テムでは、動作を実行するために一時にただ１つの装置
しか選択できず、他のサブシステムでは動作を実行する
ために２つの装置を同時に選択することができ、大部分
のサブシステムでは、各装置をアクチュエートして自立
動作（ヘッド・シーク／トラック切替え）を実行し、そ
の後で解放することができ、さらに別のサブシステムで
は、自立動作をアクチュエートするための接続と、デー
タ転送及び前記の接続で実行されない他の制御動作を実
施するための接続の、２つの独立した装置接続が行われ
る。したがって、このようなタイミング問題の詳細な説
明は省略する。
は、ＤＡＳＤの動作において周知のタイミングの細かい
点は扱っていないことに留意されたい。多数のサブシス
テムでは、動作を実行するために一時にただ１つの装置
しか選択できず、他のサブシステムでは動作を実行する
ために２つの装置を同時に選択することができ、大部分
のサブシステムでは、各装置をアクチュエートして自立
動作（ヘッド・シーク／トラック切替え）を実行し、そ
の後で解放することができ、さらに別のサブシステムで
は、自立動作をアクチュエートするための接続と、デー
タ転送及び前記の接続で実行されない他の制御動作を実
施するための接続の、２つの独立した装置接続が行われ
る。したがって、このようなタイミング問題の詳細な説
明は省略する。
【００２５】同様に、機械段階７６における論理トラッ
クの終りの決定は、いくつかの技法のうちのどの技法に
従ってもよい。ホスト・プロセッサ１０は、論理トラッ
ク・パラメータを指示することができ、プログラム式制
御装置６１はデータ転送を監視し、指示されたパラメー
タと監視されたデータ転送パラメータが等しいとき、ホ
スト・プロセッサ１０によって指令されたディスク・ア
クセス動作が完了している。他の実施例では、データ転
送の監視中に、プログラム式制御装置は、論理トラック
の終りを決定するため、データに埋め込まれた、転送す
るデータがもうないことを示すマーカを検出する。ホス
ト・プロセッサ１０は、論理トラックの一部分、すなわ
ちマニフォールドＭ１のＤＶＥ１及びＤＶＥ２内に記憶
されたデータだけを読み出すよう指令することもでき
る。それには、マニフォールドＭ１のＤＶＥ１及びＤＶ
Ｅ２からのデータを読み出すことだけが必要である。各
物理トラックを独立に読み出すこともできる。また、そ
の他の自動機構を使用することもできる。
クの終りの決定は、いくつかの技法のうちのどの技法に
従ってもよい。ホスト・プロセッサ１０は、論理トラッ
ク・パラメータを指示することができ、プログラム式制
御装置６１はデータ転送を監視し、指示されたパラメー
タと監視されたデータ転送パラメータが等しいとき、ホ
スト・プロセッサ１０によって指令されたディスク・ア
クセス動作が完了している。他の実施例では、データ転
送の監視中に、プログラム式制御装置は、論理トラック
の終りを決定するため、データに埋め込まれた、転送す
るデータがもうないことを示すマーカを検出する。ホス
ト・プロセッサ１０は、論理トラックの一部分、すなわ
ちマニフォールドＭ１のＤＶＥ１及びＤＶＥ２内に記憶
されたデータだけを読み出すよう指令することもでき
る。それには、マニフォールドＭ１のＤＶＥ１及びＤＶ
Ｅ２からのデータを読み出すことだけが必要である。各
物理トラックを独立に読み出すこともできる。また、そ
の他の自動機構を使用することもできる。
【００２６】図９は、これらの装置のすべての物理トラ
ックが同時にバッファ６３に読み込まれ、またはバッフ
ァ６３から読み出される機械動作を示す。この動作は、
結合されたバッファ６２−６３が、１つのグループ内の
装置ＤＶＥ１−ＤＶＥ４のすべてからの１本のトラック
のデータ記憶容量の和に等しいデータ記憶容量をもつと
き有用である。この説明は読出し動作に関するものであ
り、装置１２−１４へのデータ転送を伴う同じ１組の動
作が、データをこれらの装置に記録するすなわち書き込
む場合にも使用される。機械段階８０で、関与するすべ
ての装置をアクチュエートして、機械段階７０について
述べたのと同様に、選択されたマニフォールドに移動さ
せる。次に機械段階８１で、データをバッファ６３に転
送するため、すべての装置が同時に読み出される。次に
機械段階８２で、すべての装置が、次の論理トラック部
分にアクセスするため、同時にそれぞれのヘッドを次の
トラックにシークする。機械段階８３で、サブシステム
は、必要ならば、ホスト・プロセッサ１０へのデータ転
送が完了するのを待つ。バッファからホスト・プロセッ
サへの転送が完了し次第、機械段階８４で、上述のよう
に、プログラム式制御装置６１は、論理トラックがそっ
くりこれらの装置から読み出されたか否かを決定する。
イエスの場合、プログラム式制御装置６２は、動作経路
８５に従い、ディスク・アクセス操作から出て、他の動
作を実行する。要求された転送が完了していない場合、
段階８１−８３が繰り返される。
ックが同時にバッファ６３に読み込まれ、またはバッフ
ァ６３から読み出される機械動作を示す。この動作は、
結合されたバッファ６２−６３が、１つのグループ内の
装置ＤＶＥ１−ＤＶＥ４のすべてからの１本のトラック
のデータ記憶容量の和に等しいデータ記憶容量をもつと
き有用である。この説明は読出し動作に関するものであ
り、装置１２−１４へのデータ転送を伴う同じ１組の動
作が、データをこれらの装置に記録するすなわち書き込
む場合にも使用される。機械段階８０で、関与するすべ
ての装置をアクチュエートして、機械段階７０について
述べたのと同様に、選択されたマニフォールドに移動さ
せる。次に機械段階８１で、データをバッファ６３に転
送するため、すべての装置が同時に読み出される。次に
機械段階８２で、すべての装置が、次の論理トラック部
分にアクセスするため、同時にそれぞれのヘッドを次の
トラックにシークする。機械段階８３で、サブシステム
は、必要ならば、ホスト・プロセッサ１０へのデータ転
送が完了するのを待つ。バッファからホスト・プロセッ
サへの転送が完了し次第、機械段階８４で、上述のよう
に、プログラム式制御装置６１は、論理トラックがそっ
くりこれらの装置から読み出されたか否かを決定する。
イエスの場合、プログラム式制御装置６２は、動作経路
８５に従い、ディスク・アクセス操作から出て、他の動
作を実行する。要求された転送が完了していない場合、
段階８１−８３が繰り返される。
【００２７】図１０及び図１１は、拡張トラック・モー
ド、拡張シリンダ・モード及び個々のトラック・アクセ
ス・モード（これは従来技術のアクセス・モード）の間
での動作モードの決定を示す。図１０は、動作のタイプ
を示すＭＯＤＥＳＥＴコマンドを示す。本発明によれ
ば、周知のＭＯＤＥＳＥＴコマンドが、拡張トラック・
モード、拡張シリンダ・モード、及び任意の従来技術の
モードでの読出しの指令を含むように修正される。この
ような修正は、単に既存のコマンド形式に新しい情報コ
ードを追加するだけである。機械段階９０で、ＭＯＤＥ
ＳＥＴコマンドをホスト・プロセッサからアレイ制御装
置１１が受け取る。ＭＯＤＥＳＥＴコマンドで識別され
る装置２０−２７について選択されたモードは、現在の
コマンド連鎖、次に発生するコマンド連鎖に対して、あ
るいは後続のＭＯＤＥＳＥＴコマンドによって変更され
るまで、有効である。「コマンド連鎖」という用語は、
周辺コマンドを連鎖することによるＩＢＭの周辺装置の
制御を意味する。機械段階９１で、プログラム式制御装
置６１は、ＭＯＤＥＳＥＴコマンドで指示された装置の
モードをセットする。機械段階９１を完了した後、アレ
イ制御装置１１は、ＭＯＤＥＳＥＴコマンドで指定され
た装置に関して、ホスト・プロセッサ１０からディスク
・アクセス・コマンドを受け取るのを待つ。この構成
は、１つのグループ内の装置が拡張トラック・モードで
動作し、第２のグループ内の装置が拡張シリンダ・モー
ドで動作し、サブシステム内の他の装置が従来技術で動
作することが可能なことを意味する。ディスク・アクセ
ス・コマンド（読出し、書込みなど）を受け取ると、段
階９２で、プログラム式制御装置６１は受け取られ記憶
されたセット・モードを読み出す。モードが「個別」で
ある場合、すなわち各装置が個別にアクセスされる場
合、機械段階９３で、アレイ制御装置１１は従来技術の
場合と同様にアドレスされた装置にアクセスする。サブ
システム内では、このようなアクセスは他のディスク・
アクセスとは別個かつ独立である。モードが「グルー
プ」である場合、機械段階９４で、装置２０−２７のグ
ループが、拡張トラック・モードまたは拡張シリンダ・
モードでアクセスされる。
ド、拡張シリンダ・モード及び個々のトラック・アクセ
ス・モード（これは従来技術のアクセス・モード）の間
での動作モードの決定を示す。図１０は、動作のタイプ
を示すＭＯＤＥＳＥＴコマンドを示す。本発明によれ
ば、周知のＭＯＤＥＳＥＴコマンドが、拡張トラック・
モード、拡張シリンダ・モード、及び任意の従来技術の
モードでの読出しの指令を含むように修正される。この
ような修正は、単に既存のコマンド形式に新しい情報コ
ードを追加するだけである。機械段階９０で、ＭＯＤＥ
ＳＥＴコマンドをホスト・プロセッサからアレイ制御装
置１１が受け取る。ＭＯＤＥＳＥＴコマンドで識別され
る装置２０−２７について選択されたモードは、現在の
コマンド連鎖、次に発生するコマンド連鎖に対して、あ
るいは後続のＭＯＤＥＳＥＴコマンドによって変更され
るまで、有効である。「コマンド連鎖」という用語は、
周辺コマンドを連鎖することによるＩＢＭの周辺装置の
制御を意味する。機械段階９１で、プログラム式制御装
置６１は、ＭＯＤＥＳＥＴコマンドで指示された装置の
モードをセットする。機械段階９１を完了した後、アレ
イ制御装置１１は、ＭＯＤＥＳＥＴコマンドで指定され
た装置に関して、ホスト・プロセッサ１０からディスク
・アクセス・コマンドを受け取るのを待つ。この構成
は、１つのグループ内の装置が拡張トラック・モードで
動作し、第２のグループ内の装置が拡張シリンダ・モー
ドで動作し、サブシステム内の他の装置が従来技術で動
作することが可能なことを意味する。ディスク・アクセ
ス・コマンド（読出し、書込みなど）を受け取ると、段
階９２で、プログラム式制御装置６１は受け取られ記憶
されたセット・モードを読み出す。モードが「個別」で
ある場合、すなわち各装置が個別にアクセスされる場
合、機械段階９３で、アレイ制御装置１１は従来技術の
場合と同様にアドレスされた装置にアクセスする。サブ
システム内では、このようなアクセスは他のディスク・
アクセスとは別個かつ独立である。モードが「グルー
プ」である場合、機械段階９４で、装置２０−２７のグ
ループが、拡張トラック・モードまたは拡張シリンダ・
モードでアクセスされる。
【００２８】アクセス・モードは、各ディスク・アクセ
ス・コマンド内で暗示的にまたは明示的に指示される。
もちろん、ホスト・プロセッサ１０のプログラミング
（図示も説明もせず）は、信頼のおける動作を保証する
ため、装置２０−２７上でのデータのフォーマットに対
応できるものでなければならない。図１１の機械段階１
００で、ディスク・アクセス・コマンドをホスト・プロ
セッサ１０からアレイ制御装置１１が受け取る。受け取
られたコマンドの性質は、１装置へのアクセス（図１０
の個別モード）、グループの論理トラックへのアクセ
ス、またはグループの拡張「シリンダ」へのアクセスを
示すものでなければならない。モードを暗示的に指示す
るアドレス指定構造を選択することができ、アクセス・
コマンド内の個々のフラグ（図示せず）がアクセス・モ
ードを指示することができる。機械段階１０１で、プロ
グラム式制御装置１１は、１つの装置の実トラックすな
わち物理トラックにアクセスすべきか否か、受け取った
ディスク・アクセス・コマンドを調べる。論理トラック
にアクセスする（段階１０１でノーの答）場合、機械段
階１０２で、ここで述べたグループ・アクセス方式が実
施される。実すなわち物理トラック／シリンダにアクセ
スする（段階１０１でイエスの答）場合、機械段階１０
３で、従来技術の単一装置アクセス方式が実施される。
段階１０２または１０３が完了すると、アレイ制御装置
１１は、矢印１０４で示されるように、次のディスク・
アクセス・コマンドを受け取るのを待つ。
ス・コマンド内で暗示的にまたは明示的に指示される。
もちろん、ホスト・プロセッサ１０のプログラミング
（図示も説明もせず）は、信頼のおける動作を保証する
ため、装置２０−２７上でのデータのフォーマットに対
応できるものでなければならない。図１１の機械段階１
００で、ディスク・アクセス・コマンドをホスト・プロ
セッサ１０からアレイ制御装置１１が受け取る。受け取
られたコマンドの性質は、１装置へのアクセス（図１０
の個別モード）、グループの論理トラックへのアクセ
ス、またはグループの拡張「シリンダ」へのアクセスを
示すものでなければならない。モードを暗示的に指示す
るアドレス指定構造を選択することができ、アクセス・
コマンド内の個々のフラグ（図示せず）がアクセス・モ
ードを指示することができる。機械段階１０１で、プロ
グラム式制御装置１１は、１つの装置の実トラックすな
わち物理トラックにアクセスすべきか否か、受け取った
ディスク・アクセス・コマンドを調べる。論理トラック
にアクセスする（段階１０１でノーの答）場合、機械段
階１０２で、ここで述べたグループ・アクセス方式が実
施される。実すなわち物理トラック／シリンダにアクセ
スする（段階１０１でイエスの答）場合、機械段階１０
３で、従来技術の単一装置アクセス方式が実施される。
段階１０２または１０３が完了すると、アレイ制御装置
１１は、矢印１０４で示されるように、次のディスク・
アクセス・コマンドを受け取るのを待つ。
【００２９】装置グループを使用した論理データ・トラ
ックの書込みが図１２に示されている。グループ書込み
を実行するために、ディスク・アクセス・コマンドが受
け取られ、復号されると仮定する。各グループ書込みご
とに、最初の機械段階１１０で、すべての装置が、所望
のマニフォールドＭ１−Ｍ４の所望の物理トラックにア
クセスするようにアクチュエートされる。機械段階１１
１で、拡張トラック・モードまたは拡張シリンダ・モー
ドで記憶すべきデータをホスト・プロセッサ１０から受
け取り、バッファ６２に記憶する。次に、受け取ったデ
ータを装置のグループに書き込むため、バッファ６３に
転送する。機械段階１１２で、図８または図９に関して
述べたサブシステム手順を使用して、受け取ったデータ
をバッファ６３から選択された装置に転送する。機械段
階１３３で、プログラム式制御装置６１は、論理トラッ
クへのデータの記録操作が完了したか否かを決定する
（イエスの場合、終了）。イエスの場合、プログラム式
制御装置６１は、動作経路１１５に従い、ディスク・ア
クセス・コマンド実行から出て、他の動作を実行する。
ノーの場合、機械段階１１１で、ホスト・プロセッサ１
０からさらに次のデータを受け取る。
ックの書込みが図１２に示されている。グループ書込み
を実行するために、ディスク・アクセス・コマンドが受
け取られ、復号されると仮定する。各グループ書込みご
とに、最初の機械段階１１０で、すべての装置が、所望
のマニフォールドＭ１−Ｍ４の所望の物理トラックにア
クセスするようにアクチュエートされる。機械段階１１
１で、拡張トラック・モードまたは拡張シリンダ・モー
ドで記憶すべきデータをホスト・プロセッサ１０から受
け取り、バッファ６２に記憶する。次に、受け取ったデ
ータを装置のグループに書き込むため、バッファ６３に
転送する。機械段階１１２で、図８または図９に関して
述べたサブシステム手順を使用して、受け取ったデータ
をバッファ６３から選択された装置に転送する。機械段
階１３３で、プログラム式制御装置６１は、論理トラッ
クへのデータの記録操作が完了したか否かを決定する
（イエスの場合、終了）。イエスの場合、プログラム式
制御装置６１は、動作経路１１５に従い、ディスク・ア
クセス・コマンド実行から出て、他の動作を実行する。
ノーの場合、機械段階１１１で、ホスト・プロセッサ１
０からさらに次のデータを受け取る。
【００３０】
【発明の効果】本発明によって、マルチゾーン・データ
記憶ディスク装置を使用して、データ・アクセス性能を
保持しながら、アドレス可能な論理トラック・データ記
憶容量を拡張することが可能となる。
記憶ディスク装置を使用して、データ・アクセス性能を
保持しながら、アドレス可能な論理トラック・データ記
憶容量を拡張することが可能となる。
【図１】本発明を使用する情報処理システムの単純化し
たブロック図である。
たブロック図である。
【図２】図１のシステムで使用される本発明の例示的実
施例を示す概略図である。
施例を示す概略図である。
【図３】図１のシステムにおいて複数の論理トラックの
連続的走査を示すタイミング図である。
連続的走査を示すタイミング図である。
【図４】連続的走査が図１のシステムの１つのトラック
・マニフォールドから第２のトラック・マニフォールド
に移動するときの、論理トラックの連続的走査を示すタ
イミング図である。
・マニフォールドから第２のトラック・マニフォールド
に移動するときの、論理トラックの連続的走査を示すタ
イミング図である。
【図５】図１のシステムにおける拡張シリンダ・モード
の諸動作を示す概略図である。
の諸動作を示す概略図である。
【図６】単一のディスク・ドライブにおける本発明の実
施を示す概略図である。
施を示す概略図である。
【図７】図１のシステムで使用可能なアレイ制御装置の
単純化したブロック図である。
単純化したブロック図である。
【図８】図１のシステムにおける複数の論理トラックの
連続的走査の制御を示す、単純化した機械動作図であ
る。
連続的走査の制御を示す、単純化した機械動作図であ
る。
【図９】図１のシステムで使用可能な、本発明を使用す
る第２の走査手順を示す、単純化した機械動作図であ
る。
る第２の走査手順を示す、単純化した機械動作図であ
る。
【図１０】図１のシステムのモード設定に関する、単純
化した機械動作図である。
化した機械動作図である。
【図１１】受け取ったディスク・アクセス・コマンドの
分析に基づく動作モード選択を示す、単純化した機械動
作図である。
分析に基づく動作モード選択を示す、単純化した機械動
作図である。
【図１２】図１のシステムの論理トラックへのデータの
書込みを示す、単純化した機械動作図である。
書込みを示す、単純化した機械動作図である。
１０ ホスト・プロセッサ １１ プログラム式アレイ制御装置 １２ 装置制御装置（ＤＣ） １３ 装置制御装置（ＤＣ） １４ 装置制御装置（ＤＣ） １５ 装置制御装置（ＤＣ） ２０ データ記憶ディスク装置（ＤＶＥ） ２２ データ記憶ディスク装置（ＤＶＥ） ２４ データ記憶ディスク装置（ＤＶＥ） ２６ データ記憶ディスク装置（ＤＶＥ） ３５ 同期化回路手段（ＳＹＮＣ） ３６ 信号供給線
フロントページの続き (72)発明者 ジャイシャンカル・ムーテダート・メノン アメリカ合衆国95120、カリフォルニア州 サンノゼ、モントロ・ドライブ 6017番地 (72)発明者 マイケル・フランシス・マイトマ アメリカ合衆国95138、カリフォルニア州 サンノゼ、サウスポート・コート 72番地
Claims (10)
- 【請求項１】各記憶装置が少なくとも１つの回転可能な
データ記憶ディスクを有する、第１の所定数のディスク
・データ記憶装置内の複数の隔置された物理トラックに
データを記憶するための装置において、 各記憶装置が１つまたは複数のディスク記録面を有し、
各ディスク記録面が第２の所定の数の記録ゾーンを有
し、これらの記録ゾーンのすべてが類似の数のアドレス
可能なデータ記憶物理トラックを有し、各同一ゾーン内
の各物理トラックは類似の数のデータ・バイトを記憶
し、異なるゾーン内の物理トラックは異なる数のデータ
・バイトを記憶し、半径方向で一番外側のゾーンが最大
数のデータ・バイトを記憶し、位置の半径が減少するに
従ってそのゾーンの物理トラックに記憶されるデータ・
バイトが少なくなるようになっており、 前記の各記憶装置に接続された、所定の物理トラックか
らなる所与の複数のグループを１つの論理トラックとし
て確立するマニフォールド手段であって、前記の所与の
複数のグループそれぞれの中の複数の物理トラックのう
ちの所定のトラックが複数の記録ゾーン内にあり、物理
トラックの前記のグループのどれにも１本の論理トラッ
クとしてアドレス可能にアクセスできるようにするマニ
フォールド手段を備える装置。 - 【請求項２】前記装置の第１の所定の数が記録ゾーンの
第２の所定の数以下であり、 各論理トラック内の各物理トラックが異なる装置内にあ
り、 前記論理トラックがすべて等しいデータ記憶容量を有
し、前記論理トラックの前記の所与の複数が、前記装置
の数と前記記録ゾーンの数との積に等しい、 請求項１に記載の装置。 - 【請求項３】マニフォールド手段内にあり、第１の所定
の数の記憶装置それぞれの各ゾーンの半径方向位置を識
別して、物理トラックのうちのどれが各論理トラックを
それぞれ構成するかを指示する手段と、 マニフォールド手段内にあり、指示手段に接続された、
それぞれの論理トラックの全体を読み出すとき最初にア
クセスされる最前線部分として第１の物理トラックを含
む、半径方向で一番外側のゾーンを指示するように指示
手段をアクチュエートするための、シーケンス手段とを
さらに含む、請求項１に記載の装置。 - 【請求項４】前記の各記憶装置が、所与の複数の、同軸
で同時回転するディスクの記録面を有し、前記の所与の
複数の記録面のそれぞれに配置された前記の所与の複数
の前記のトラックが、トラックのシリンダを構成する同
じ半径にあり、各記憶装置内の前記の所与の複数の変換
器が、前記の所与の複数の記録面に関してそれぞれ半径
方向に移動可能に配置されており、 トラックの前記シリンダの１つ中のすべてのトラックを
走査するようにこれらの変換器を切り替えるための電子
手段を備え、 前記シーケンス手段が、異なるトラック・シリンダ中の
トラックにアクセスする前に、所与の各トラック・シリ
ンダ中のすべてのトラックに順次アクセスするように各
記憶装置をアクチュエートする、 請求項３に記載の装置。 - 【請求項５】前記シーケンス手段内にあって、第１のマ
ニフォールド中の前記トラックの連続的順次走査を実施
し、この走査を中断せずに第２のマニフォールド中の前
記トラックの連続的走査を続けるためのマニフォールド
切替え手段と、 前記シーケンス手段に接続された、前記第２のマニフォ
ールド中のトラック走査を開始するために、前記第１の
マニフォールド中のトラック走査を切り替えるように前
記シーケンス手段をアクチュエートするための指示手段
とをさらに含む、請求項４に記載の装置。 - 【請求項６】シーケンス手段に接続され、第２動作モー
ドを指示するモード手段を有する、第１動作モードとし
て論理トラックにアクセスするようにシーケンス手段を
アクチュエートするためのデータ・アクセス制御手段
と、 データ・アクセス制御手段に接続された、前記第２動作
モードとして任意の物理トラックにアクセスするための
物理トラック・アクセス手段とをさらに含む、請求項１
に記載の装置。 - 【請求項７】マニフォールド手段内にあって、前記のい
ずれの論理トラックの要素でもない所定の数の物理トラ
ックを前記の各記憶装置内で確立するためのフォーマッ
ト手段をさらに含む、請求項１に記載の装置。 - 【請求項８】前記マニフォールド手段が第３の所定数の
マニフォールド指示手段を有し、各マニフォールド指示
手段が、それぞれ前記のそれぞれの記憶装置内で始まる
論理トラックを指示し、前記の各論理トラックがそれぞ
れ各記憶装置内の当該のゾーン内に物理トラックを含
む、請求項１に記載の装置。 - 【請求項９】各記憶装置が回転可能なデータ記憶ディス
クを含み、各ディスクが、ディスク上のデータ記憶トラ
ックの１より大きい第２の所定数の半径方向記録ゾーン
を有し、それぞれの記録ゾーン中の前記トラックが異な
るデータ記憶容量を有し、前記記録ゾーンのうち半径方
向で一番外側のゾーンが最大のデータ記憶容量を有す
る、第１の所定数の記憶装置のうちの任意の記憶装置中
の複数の物理トラックのうちの任意の１本にアクセスす
る機械実施方法において、 物理トラックの前記のどのグループにも１本の論理トラ
ックとしてアドレス可能的にアクセスできるように、所
定の物理トラックの所与の複数のグループを１本の論理
トラックとして確立し、所定の複数の記録ゾーンのそれ
ぞれ中の複数の物理トラックのうちの１つを、前記の所
与のグループのうちの所定のグループ中にあるように割
り当てる機械実行段階を含む、機械実施方法。 - 【請求項１０】前記の各記憶装置内で、前記の所与の複
数の記録面のそれぞれに配置された前記の所与の複数の
前記のトラックがトラック・シリンダを構成する同じ半
径にあるような、所与の複数のディスク同軸同時回転記
録面を提供し、それぞれ所与の複数の記録面に関して半
径方向に移動可能に配置された各装置内の所与の複数の
変換器を提供し、前記トラック・シリンダの１つ中のす
べてのトラックを走査するようにこれらの変換器を電子
的に切り替える機械実行段階と、 異なるトラック・シリンダ中のトラックにアクセスする
前に、トラック・シリンダのうちの所与の各シリンダ中
のすべてのトラックに順次アクセスするように各装置を
アクチュエートする機械実行段階とをさらに含む、請求
項９に記載の機械実施方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US719379 | 1991-06-24 | ||
| US07/719,379 US5202799A (en) | 1991-06-24 | 1991-06-24 | Logical data tracks extending among a plurality of zones of physical tracks of one or more disk devices |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05174497A true JPH05174497A (ja) | 1993-07-13 |
| JP2703457B2 JP2703457B2 (ja) | 1998-01-26 |
Family
ID=24889836
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4134875A Expired - Lifetime JP2703457B2 (ja) | 1991-06-24 | 1992-05-27 | 物理的に離隔された複数の物理トラックにデータを記憶するための装置 |
Country Status (3)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5202799A (ja) |
| EP (1) | EP0520707A3 (ja) |
| JP (1) | JP2703457B2 (ja) |
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| EP0520707A3 (en) | 1994-05-25 |
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