JPH0612786A

JPH0612786A - 磁気ディスク装置

Info

Publication number: JPH0612786A
Application number: JP4171233A
Authority: JP
Inventors: Mamoru Touraku; 守東落; Akira Kurano; 昭倉野; Hisashi Takamatsu; 久司高松; Hisaharu Takeuchi; 久治竹内; Yoshihiro Uchiyama; 善弘内山; Yoshiko Matsumoto; 佳子松本; Hisayoshi Kawabata; 久善川端
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1992-06-29
Filing date: 1992-06-29
Publication date: 1994-01-21
Anticipated expiration: 2018-06-23
Also published as: JP3419475B2

Abstract

(57)【要約】【目的】ＦＢＡディスクでＣＫＤフォーマットをエミ
ュレーションする場合において、各ブロックに当該ブロ
ック以降に存在する先頭のカウント部の位置を示す情報
を持つことによりＣＫＤディスクに近いアクセス性能を
可能とする。【構成】各ブロックにデータを記録する場合、Ｃ部に
つづいてＫ部、Ｄ部と書き込み、その後各フィルド間の
Ｇの合計分に相当するキャップを書き込む。又、各フィ
ールドの先頭にはカウント部相当のデータの位置を示す
ＣＰが存在する。ＣＰＡ４９はＣＡ４２の位置を、ＣＰ
Ｂ５０はＣＢ４７の位置を示す。【効果】各ブロックにＣＰを設けたことによりＣ部相
当のデータを検索、読み出しが容易となる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はＦＢＡのディスク装置に
よってＣＫＤのディスク装置を、エミュレーションする
ことに係り、特にＣＫＤの特徴であるランダムアクセス
を行うに好適な磁気ディスク装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】ＣＫＤトラックおよびＦＢＡトラックに
ついて説明する。ＣＫＤトラックは図３の様になってい
る。インデックスマーカ１１はトラックに１つ存在し、
トラックの始まりを認識させる為のものである。ホーム
アドレス（以下「ＨＡ」と略称する。）１２は各トラッ
クの最初のフィールドであり、そのトラックの状態及び
トラック番号を示す。ＨＡ１２以降にレコード０〜ｎが
存在する。各レコードはカウント部（以下「Ｃ部」と略
称する。）、キー部（以下「Ｋ部」と略称する。）、デ
ータ部（以下「Ｄ部」と略称する。）より構成される。
Ｃ部１３，１５は各レコードの最初のフィールドであ
り、そのレコードの状態、位置、及び長さを示す。Ｋ部
１６は後続のＤ部の手引となる情報を記録し、Ｄ部の探
索等に使用するフィールドである。Ｃ部でキー長＝１〜
２５５が指定されているとき存在し、キー長＝０のとき
Ｋ部は存在しない。Ｄ部１４，１７は純粋のデータを記
録するフィールドである。Ｃ部のデータ長が示す値がＤ
部の長さであり、データ長＝０のときエンドオブファイ
ルを表す。ＨＡ，Ｃ部，Ｋ部，Ｄ部の間にはそれぞれを
分けるギャップ（以下「Ｇ」と略称する。）が存在す
る。レコード０（以下「Ｒ０」と略称する。）はＨＡ直
後のレコードであり、システム制御用に使用される標準
フォーマット時はキー長＝０，データ長＝８である。レ
コード１〜ｎはユーザが実際に使用できる領域である。

【０００３】次に、ＦＢＡトラックについて説明する。
ＦＢＡトラックは図２の様になっている。トラックはイ
ンデックスマーカ２１と一定長のブロックにより構成さ
れている。各ブロックはＩＤ部２２，２４とデータ部２
３，２５、及びギャップより構成されている。ＩＤ部
（位置識別情報部）２２，２４は当該ブロック番号等を
記録する。データ部２３，２５は純粋なデータを記録す
る。データ部２３，２５の長さは全ブロック共通であ
り、例えば５１２バイトと設定されている。

【０００４】ＣＫＤのデータをＦＢＡへ書き込む従来技
術は、特開昭６０−４５８５７号公報で述べられてい
る。これは、ＣＫＤのデータをただＦＢＡドライブへ順
番に書き込むのみである。上記はバックアップ用にデー
タを保持する為で、このデータを用いて上位チャネル装
置とのデータ転送を行うこと目的としていない。又、上
記方法で記憶したデータでＣＫＤとしての処理を行うこ
とはＣＫＤ方式と比較してオーバヘッドが大きく性能低
下を招く。即ち、制御装置内のキャッシュ又はバッファ
に１トラック分のデータを読み込んだ後、ＣＫＤフォー
マットに変換して、上位装置とデータ転送することにあ
り、常に１トラックのデータ転送時間がオーバヘッドと
なる。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】前記従来技術では、Ｃ
ＫＤのデータをただＦＢＡドライブへ順番に書き込むの
みであり、当該データを有する目的レコードの検索を短
時間に行なうことが難しく、ＣＫＤとしての処理を当該
ドライブで行うのはランダムアクセスの動作に於いて、
特に性能低下が大きい。

【０００６】本発明は、ＣＫＤのデータを記憶したＦＢ
Ａドライブを用いて、検索処理を短時間に行うことを目
的としている。

【０００７】

【課題を解決するための手段】本発明は、上記課題を解
決するために、各トラックが一定の長さのブロックに分
割された固定長フォーマット（ＦＢＡ）の磁気ディスク
装置において、各トラックが任意の長さのレコードに分
割された可変長フォーマット（ＣＫＤ）の磁気ディスク
装置をエミュレートする時に、各ブロックは、当該ブロ
ック以降において、ＣＫＤのレコードが存在するかどう
かを示す情報を有することとしたものである。

【０００８】

【作用】各トラックが一定の長さのブロックに分割され
た固定長フォーマット（ＦＢＡ）の磁気ディスク装置に
おいて、各トラックが任意の長さのレコードに分割され
た可変長フォーマット（ＣＫＤ）の磁気ディスク装置を
エミュレートする時に、各ブロックは、当該ブロック以
降において、ＣＫＤのレコードが存在するかどうかを示
す情報を有する。このため、ＣＫＤのレコードを高速で
検索することができる。

【０００９】

【実施例】本発明の実施例について、図面を用いて以下
詳細に説明する。

【００１０】本磁気ディスク装置を用いたシステムを図
８に示す。上位装置は中央処理装置１８１とチャネル装
置１８２より構成されている。制御装置９０にはキャッ
シュメモリ（以下「キャッシュ」と略称する。）９１を
搭載する。最下位にディスク装置９２が存在する。ディ
スク装置はＦＢＡで図３の様なデータの記憶を行う。
又、キャッシュ９１にはバッテリー９３が搭載されてお
り、電源ＯＦＦ後もキャッシュ９１は以前のデータを記
憶しつづける。制御装置９０は転送データをキャッシュ
９１に一旦保持し、チャネル装置１８２、又はディスク
装置９２に送る。

【００１１】次に、エミュレーションの方法について説
明する。ＦＢＡ上でＣＫＤをエミュレーションした場合
を図１に示す。図１上段のＣＫＤデータを下段のＦＢＡ
へ記録する時、各ブロックの先頭には、次のＣ部の位置
を示すデータ（以下「ＣＰ」と略称する。）を書き込
み、次にレコードを記録する。レコードは、Ｃ部，Ｋ
部，Ｄ部を連続して記録し、つづいてフィールド間のＧ
を書き込む。これによりＣ部Ａ３３はＣＡ４２へ、Ｋ部
Ａ３４はＫＡ４３へ、Ｄ部Ａ３５はＤＡ４４へ、ＧＡ３
８〜ＧＣ４０の合計がＧＡ４５とＧＢ４６の合計へ、と
いう様に対応する。この時、ＣＰＡ４９はＣＡ４２の位
置を示し、ＣＰＢ５０はＣＢ４７の位置を示している。
ＧもＦＢＡ上に反映させている為、ＣＫＤ上のレコード
の長さと、ＦＢＡ上でレコードに対応する部分の長さが
同一となる。

【００１２】又、レコード１はレコード０が標準フォー
マットであればＣＫＤ１トラックに対応するブロック群
の先頭より記録させる。通常レコード０は標準フォーマ
ットであり、ＨＡと合わせて数トラック又は数シリンダ
分を１ブロックに記録する。容量的にはＣＫＤ１トラッ
クに対しＦＢＡｎブロック（仮りに１トラック６０Ｋバ
イト、１ブロック２Ｋバイトとすると３０ブロック）を
割り当ててエミュレーションを行い、これによりＦＢＡ
ｎブロックが論理的なＣＫＤ１トラックとなる。

【００１３】具体例を図１０に示す。ＣＫＤドライブの
１例として、シリンダ当たりのヘッド数を１５本とし１
トラック３０ブロックを適用すると、ＣＫＤフォーマッ
トの１シリンダ当たり４５０ブロック（０〜４４９）と
なる。ビットマップはレコード０が標準フォーマットで
あることを示すもので、１ビットが１トラックに対応し
ており、ＦＢＡドライブのシリンダ０、ヘッド１４の後
端に書き込み、つづくシリンダ１、ヘッド０の先頭より
ＨＡ，レコード０を数トラック、又は数シリンダ分まと
めたものを書き込む。ＨＡ，レコード０を記憶する領域
としてシリンダ２の後端迄用意するが、ＣＫＤドライブ
のトラック数によって当該シリンダの後端迄使用すると
は限らない。シリンダ３よりユーザデータ（ＣＫＤトラ
ックのレコード１以降）を記憶する。記憶位置の選定理
由は以下の通りである。ＨＡ，レコード０を記憶するト
ラックの先頭と、ユーザデータを記憶するトラックの先
頭はシリンダの先頭（ヘッド０）の方が位置付けが容易
である。ＳＥＥＫ処理において、補正が簡単なためであ
る。又、後で述べるがビットマップはキャッシュ内に常
駐させ、ＨＡ，レコード０はユーザデータとは異なる位
置に記憶させる為、上記２つは一括して読み出せると処
理が容易となる。よってビットマップはシリンダ０の後
端に記録し、ＨＡ，レコード０を記憶するトラックとの
連続性を持たせる。シリンダ０の未使用部分は制御用の
予備とすることにより多目的な使用を可能とする。

【００１４】次に、ＣＫＤにおける上位装置からの命令
（以下「コマンド」と略称する。）について説明する。
通常図４に示すコマンドが発行される。ＳＥＥＫコマン
ド６０（以下「ＳＫ」と略称する。）はシリンダ番号、
ヘッド番号を送出して一つのトラックを選択する為に使
用される。ＳＥＴＳＥＣＴＯＲコマンド６１（以下
「ＳＳ」と略称する。）はセクター番号を送りヘッドを
目的のセクターへ位置付ける為に使用される。ディスク
の各シリンダにおけるトラックは等しいスペースを持っ
た扇形状に分割されており、その１つ１つがセクターで
ある。ＳＥＡＲＣＨＩＤコマンド６２（以下「ＳＣ
Ｈ」と略称する。）は目的のレコードへヘッドを位置付
ける為に使用され、送られたデータとディスク上より読
み出したＣ部のデータを比較する。ＴＩＣコマンド６３
は先のＳＣＨ６２でデータの一致がとれるまでＳＣＨ６
２をくり返す為の命令である。目的のレコードに位置付
けた後にＲＥＡＤ又はＷＲＩＴＥコマンド６４が発行さ
れる。

【００１５】次にエミュレーション後に前記コマンドを
受けとった時の動作を説明する。ＳＫ６０時、当該トラ
ックに対応するブロックを求めることは容易に可能であ
る。ＳＳ６１時、セクター番号をブロック番号に変換す
る必要がある。ＣＫＤトラックのセクター数をα、ＦＢ
Ａのトラック内で使用するブロック数をβ又、トラック
の先頭ブロックを０とし、上位装置より送られたデータ
のセクタ番号をγとすると数１により目的ブロック番号
を求めることができる。

【００１６】

【数１】

【００１７】次にＳＣＨ６２、ＴＩＣ６３で目的のレコ
ードへの位置付けを行う。図５の様なブロックのＣ部ｎ
７１を検索する場合、制御装置に当該ブロックより送ら
れるＣＰ７０がＣ部ｎ７１の位置を示している（例えば
自分から何バイト後か）ので制御装置はＣ部ｎ７１の認
識、比較が容易に行える。又、Ｃ部ｎ＋１（７２）を検
索する場合でもＣ部ｎ７１のキー長、データ長によりＣ
部ｎ＋１（７２）の位置を計算により容易に求めること
ができる。もしＣＰが無い場合、制御装置は何かの手段
でＣ部を認識する必要がある。たとえば、当該トラック
の先頭より順次認識していく。以上によりＳＣＨ動作を
ＣＫＤとほぼ同時間で行うことが可能となる。

【００１８】又、本ブロック以降にレコードが存在しな
い場合、ＣＰにはその事を示す情報（例えばゼロパター
ン）を記録するのでインデックスマーカ迄の間、上位装
置とのパスを解放することができ無駄な回転待ちを回避
することができる。

【００１９】ＳＣＨ処理もＲＥＡＤ処理も同様である
が、ブロックにＣＰを持たない場合Ｃ部相当のデータの
認識をする必要上、当該トラックに対応するブロックの
先頭から読み出す必要がある。目的のデータがブロック
ｎに存在する場合、ＣＰが無いとブロック０より読み出
す為、ブロックｎ個分のデータ転送に必要な時間がオー
バヘッドとなる。ＣＰが存在するからこそ以前のＳＣＴ
処理が可能となり、目的のブロック内の読み出し完了か
らＳＣＨ／ＲＥＡＤ処理が行なえる。よってＣＰの存在
の有無により、最大で約１トラック分のオーバヘッドの
差が生じ、又キャッシュ上へ読み出すデータ量も目的ブ
ロックのみとなり減少する。

【００２０】通常、ＨＡ，レコード０の更新はほとんど
無く、レコード０は標準フォーマットである。レコード
１以降はユーザの使用可能領域なのでデータが更新され
る確率は高い。この為、ＨＡ，レコード０とレコード１
以降を同一ブロックに記憶しない方が処理速度は速くな
る。ブロックがＨＡ，レコード０，レコード１のみで構
成されると仮定すると、レコード１の更新のみの場合で
も当該ブロックをキャッシュ上に一旦読み出しレコード
１を更新して当該ブロックに書き込まなければならな
い。よってＨＡ，レコード０とレコード１以降を別ブロ
ックに記憶させる。すると図６の様な記録方法が考えら
れるが、ほとんどの場合、レコード０（８２）は標準フ
ォーマットであり、この為ブロック０（８０）内の後方
で未使用エリア８３が発生する。この為ＨＡ８１、レコ
ード０（８２）を数トラック、又は数シリンダ分まとめ
て異なるブロックへ記憶させる。これにより図６のトラ
ックは図７の様な純粋なデータトラックとすることが可
能となり図６で発生していた未使用エリア８３を減少さ
せることができる。レコード０が標準フォーマットで無
い場合は標準フォーマットを超えたデータ（Ｋ部，Ｄ部
を加えて９バイト目以降）を純粋なデータトラックのブ
ロック０より記憶させる。

【００２１】又、図６の様なトラック（ブロック群）が
連続して存在すると、あるトラックの終端まで書き込み
を行い、次のトラックのレコード１以降も連続して書き
込みを行う場合、次のトラックのＨＡ，レコード０が存
在する場所で一旦書き込み処理を中断しなければならな
い。ＳＣＳＩインタフェースのＦＢＡドライブの特性と
して、一旦処理を中断した後、１ブロック後に書き込み
処理を再開するのは不可能である。よって回転待ちを生
じてしまう。図７の様なトラックであれば、書き込み処
理を次のトラックに対し連続して行うことができる。Ｗ
ＲＩＴＥ処理時、上位装置に対してはキャッシュにデー
タ入力後直ちに終了報告し、その後ディスク装置に書き
込む。この為、ディスク装置の使用状態やＷＲＩＴＥ処
理が連続した場合、連続トラックを一括して書き込む状
態が発生する。この為にも図７のトラックフォーマット
の方が有利である。

【００２２】さらに、キャッシュメモリの利用を前提と
して、トラックのフォーマット状態を特定のブロックに
記憶することにより、アクセス性能を向上することがで
きる。

【００２３】以下、２つの例を説明する。

【００２４】当該トラックのレコード１以降が存在する
かしないかを表す情報を持つ。これにより当該トラック
の消去動作（レコード１以降を消去する。）が当該情報
のセット又はリセットのみとなり処理時間の短縮を図る
ことができる。

【００２５】ＨＡ，レコード０はまとめて別ブロックに
持つ為、頻繁に読み出すのはシステムスループット低下
となる。通常処理においてＨＡを読み出す事はほとんど
無く、又レコード０を読むのはレコード１を更新する為
がほとんどである。この時、レコード０が標準フォーマ
ットであればレコード１は当該トラックに対応するブロ
ック群の先頭に存在する為、レコード０が標準フォーマ
ットであればこの事を示す情報（例えばビットマップ）
をキャッシュ上に持てば当該情報の参照のみでレコード
１の位置が判明し、直接レコード１に位置付けることが
でき処理時間を短縮させることができる。

【００２６】ＲＥＡＤ処理時のドライブ上のデータ、キ
ャッシュ上のデータ、上位装置への転送データの時間関
係を図９に示す。ディスク装置にはＳＳ処理によりセク
タ番号をブロック番号に変換して位置付け動作を行なわ
せており、目的ブロック（ブロックＮ１００）で制御装
置と再接続した後、データ転送を行う最終ブロック（ブ
ロックＮ＋ｎ１０１）迄データ転送を行う。制御装置は
ブロックのＣＰを参照し、目的のフィールド１０２を認
識すると上位装置と再接続し、データ転送を開始する。
上位装置へはＧ相当のデータは転送しない。最終フィー
ルド１０３を転送するとデータ転送は終了する。

【００２７】従って、最大１ブロックのデータ転送時間
の遅れでレコードの位置付けが可能となり、ＣＫＤディ
スクに近いアクセス時間を得ることができる。

【００２８】ＣＫＤ１トラックを複数のＦＢＡドライブ
に分散させる場合（アレイディスク）でも、本方式を行
いることは可能であり、前述した特徴を得ることができ
る。

【００２９】以上述べたように、本実施例によれば、Ｆ
ＢＡの各ブロックの先頭に、次に存在するＣＫＤのレコ
ードの先頭の位置を示すデータを持つ為、ＣＫＤの命令
（特にレコード検索処理）を実施するのが容易となる。

【００３０】又、本ブロック以降にレコードが存在しな
い事を示す情報を持つので本ブロック以降から次のトラ
ックの先頭迄の間上位装置とのパスを解放することが可
能となり、システムスループットを向上させることがで
きる。

【００３１】また、ＣＫＤのレコード１をＦＢＡのブロ
ックの先頭から記憶させる為位置付け、検索が容易で高
速となる。

【００３２】さらに、トラック情報に当該トラックのレ
コード１以降が存在するかしないかを示す情報を持つこ
とにより、トラックのデータ消去（レコード１以降を消
去）が当該情報の更新のみとなり処理時間を短縮させる
ことができる。

【００３３】

【発明の効果】本発明によれば、ＣＫＤのデータを記憶
したＦＢＡドライブを用いて、検索処理を短時間に行う
ことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】ＦＢＡでＣＫＤをエミュレーションする方法の
説明図。

【図２】ＦＢＡのトラックフォーマットの説明図。

【図３】ＣＫＤのトラックフォーマットの説明図。

【図４】コマンドの説明図。

【図５】エミュレーション後のＦＢＡのトラックフォー
マットの説明図。

【図６】エミュレーション後のＦＢＡのトラックフォー
マットの説明図。

【図７】エミュレーション後のＦＢＡのトラックフォー
マットの説明図。

【図８】システム構成図。

【図９】各装置間のデータ転送を示す説明図。

【図１０】ＦＢＡドライブでエミュレーションした場合
のトラックフォーマットの説明図。

【符号の説明】

１１，２１インデックスマーカ１２ＨＡ１３，１５，３３，３６Ｃ部１６，３４，３７Ｋ部１４，１７，３５Ｄ部２２，２４ＩＤ部２３，２５データ部３８〜４１Ｇ４９，５０，７０ＣＰ６０〜６４コマンド４２〜４８，７１，７２，８２〜８４ブロック内の
データ９０ディスク制御装置９１キャッシュメモリ９２ディスク装置９３バッテリー１００，１０１ブロック１０２，１０３上位装置へ転送するデータの始点と
終点

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者竹内久治神奈川県小田原市国府津2880番地株式会社日立製作所小田原工場内 (72)発明者内山善弘神奈川県小田原市国府津2880番地株式会社日立製作所小田原工場内 (72)発明者松本佳子神奈川県小田原市国府津2880番地株式会社日立製作所小田原工場内 (72)発明者川端久善神奈川県小田原市国府津2880番地株式会社日立製作所小田原工場内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】各トラックが一定の長さのブロックに分割
された固定長フォーマット（ＦＢＡ）の磁気ディスク装
置であって、各トラックが任意の長さのレコードに分割された可変長
フォーマット（ＣＫＤ）の磁気ディスク装置をエミュレ
ートする時に、各ブロックは、当該ブロック以降において、ＣＫＤのレコードが存在す
るかどうかを示す情報を有することを特徴とした磁気デ
ィスク装置。
【請求項２】各トラックが一定の長さのブロックに分割
された固定長フォーマット（ＦＢＡ）の磁気ディスク装
置であって、各トラックが任意の長さのレコードに分割された可変長
フォーマット（ＣＫＤ）の磁気ディスク装置をエミュレ
ートする時に、各ブロックは、当該ブロック以降において、ＣＫＤのレコードが存在す
るときは、最初に存在する、ＣＫＤのレコードの先頭の
位置を示す情報を有し、当該ブロック以降において、ＣＫＤのレコードが存在し
ないときは、レコードが存在しない事を示す情報を有す
ることを特徴とした磁気ディスク装置。
【請求項３】請求項１または２記載の磁気ディスク装置
において、ＣＫＤのレコード０がシステム制御用の情報を有する標
準フォーマットの時、ＣＫＤの各トラックにあるレコー
ド０のみを予め定められたブロックに集めて記憶するこ
とを特徴とした磁気ディスク装置。
【請求項４】請求項１、２または３記載の磁気ディスク
装置において、ＣＫＤのレコード０がシステム制御用の情報を有する標
準フォーマットの時、レコード１をＣＫＤの１トラック
を記憶するブロック群の先頭に記憶することを特徴とし
た磁気ディスク装置。
【請求項５】請求項１、２または４記載の磁気ディスク
装置において、ＣＫＤのトラック情報であるホームアドレス、レコード
０を、あらかじめさだめられたブロックに記憶すること
を特徴とした磁気ディスク装置。
【請求項６】請求項５記載の磁気ディスク装置におい
て、ＣＫＤの各トラックのレコード１以降が存在するかしな
いかを示す情報を当該トラックに対応するトラック情報
内に持つことを特徴とした磁気ディスク装置。
【請求項７】請求項１、２、３、４、５または６記載の
磁気ディスク装置を複数有し、ＣＫＤのデータを分散させて記憶することを特徴とした
磁気ディスクアレイ装置。