JPH0644248B2 - キヤツシユメモリ位置づけ方式 - Google Patents
キヤツシユメモリ位置づけ方式Info
- Publication number
- JPH0644248B2 JPH0644248B2 JP61296372A JP29637286A JPH0644248B2 JP H0644248 B2 JPH0644248 B2 JP H0644248B2 JP 61296372 A JP61296372 A JP 61296372A JP 29637286 A JP29637286 A JP 29637286A JP H0644248 B2 JPH0644248 B2 JP H0644248B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- sector value
- address
- track
- cache memory
- sector
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Fee Related
Links
Landscapes
- Memory System (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 〔概要〕 磁気ディスクのディスクキャッシュに対し，磁気ディス
クの指定セクタ値が与えられ，これに対応するディスク
キャッシュ上のアドレス位置を求める際に，前回のアク
セス時に得られたセクタ値とそれに対応するアドレスの
組にした情報を用い，今回の指定セクタ値と前回のセク
タ値の大，小関係に応じて，今回のアドレス計算の開始
点となるレコードのアドレスを定めることにより，アド
レスの位置づけ時間を短縮化する。
クの指定セクタ値が与えられ，これに対応するディスク
キャッシュ上のアドレス位置を求める際に，前回のアク
セス時に得られたセクタ値とそれに対応するアドレスの
組にした情報を用い，今回の指定セクタ値と前回のセク
タ値の大，小関係に応じて，今回のアドレス計算の開始
点となるレコードのアドレスを定めることにより，アド
レスの位置づけ時間を短縮化する。
本発明は計算機に用いられる磁気ディスクのディスクキ
ャッシュに関するものであり，特にセクタ値に対応する
キャッシュメモリの位置づけ方式に関する。
ャッシュに関するものであり，特にセクタ値に対応する
キャッシュメモリの位置づけ方式に関する。
従来の可変長記録形式の磁気ディスク上の或るトラック
の記録状態とそのトラックに対応するディスクキャッシ
ュメモリ上の記憶状態とを第４図(a)，(b)に示す。
の記録状態とそのトラックに対応するディスクキャッシ
ュメモリ上の記憶状態とを第４図(a)，(b)に示す。
第４図(a)において，磁気ディスクのトラックは，イン
デックスマーク位置を始点として一定区域（語長）のセ
クタに区切られ，各セクタにはセクタ値（番号）が付さ
れ，トラック上には，ホームアドレス部ＨＡに続いて，
カウント部Ｃとデータ部ＤよりなるレコードＲ０，Ｒ
１，Ｒ２…が記録される。
デックスマーク位置を始点として一定区域（語長）のセ
クタに区切られ，各セクタにはセクタ値（番号）が付さ
れ，トラック上には，ホームアドレス部ＨＡに続いて，
カウント部Ｃとデータ部ＤよりなるレコードＲ０，Ｒ
１，Ｒ２…が記録される。
第４図(a)に示すように，可変長記録形式によればデー
タ長が可変であるため，セクタ値に対し各レコードの位
置は一義に定まらない。
タ長が可変であるため，セクタ値に対し各レコードの位
置は一義に定まらない。
一方，この磁気ディスクのトラックに対応するディスク
キャッシュのメモリの記憶状態は，第４図(b)に示すよ
うに，磁気ディスクの記録において必ず設けられている
記録ギャップＧ（第４図(a)が削除されて，各レコード
がメモリの連続したアドレス位置に間隙なく順次記憶さ
れている。
キャッシュのメモリの記憶状態は，第４図(b)に示すよ
うに，磁気ディスクの記録において必ず設けられている
記録ギャップＧ（第４図(a)が削除されて，各レコード
がメモリの連続したアドレス位置に間隙なく順次記憶さ
れている。
このディスクキャッシュメモリに記録されているトラッ
クのレコードに対し，ＣＰＵからのアクセスとして，セ
ットセクタ（Ｓet Ｓector）コマンドがある。
クのレコードに対し，ＣＰＵからのアクセスとして，セ
ットセクタ（Ｓet Ｓector）コマンドがある。
このコマンドは，磁気ディスクの特定のトラック上のセ
クタ値が指定されて与えられるもので，従来のディスク
キャッシュ制御装置では，このコマンドを実行する場
合，当該トラックのディスクキャッシュメモリ上の先頭
アドレス（ＨＡの記憶位置）がテーブル等により得られ
ているので，その先頭アドレスと先頭のセクタ値０か
ら，指定セクタ値に対応するメモリアドレスを求める。
クタ値が指定されて与えられるもので，従来のディスク
キャッシュ制御装置では，このコマンドを実行する場
合，当該トラックのディスクキャッシュメモリ上の先頭
アドレス（ＨＡの記憶位置）がテーブル等により得られ
ているので，その先頭アドレスと先頭のセクタ値０か
ら，指定セクタ値に対応するメモリアドレスを求める。
そのために従来は，メモリの先頭位置アドレスから一定
語長（ＨＡの語長）の後のアドレス位置のメモリを読み
出すと，第４図(b)に示すように，そこにはレコードＲ
０のカウント部があり，その内容の一部にレコードのデ
ータ長が含まれているので，次にレコードＲ１のメモリ
アドレスが得られる。
語長（ＨＡの語長）の後のアドレス位置のメモリを読み
出すと，第４図(b)に示すように，そこにはレコードＲ
０のカウント部があり，その内容の一部にレコードのデ
ータ長が含まれているので，次にレコードＲ１のメモリ
アドレスが得られる。
セットセクタコマンドにより指定されたセクタ値がｍで
ある場合，メモリアドレスの先頭位置からの各記録部Ｈ
Ａ，Ｒ０−Ｃ，Ｒ０−Ｄ，Ｒ１−Ｃ，Ｒ１−Ｄ，…の語
長，各記録部間のギャップＧの語長の総和を加算して，
これを１セクタに固有の語長で除算を行ってセクタ値へ
の換算を行い，その結果がｍより小さければ次のレコー
ドのメモリアドレス（それ以前のレコードのメモリアド
レスに今回のレコードのカウント部のデータ長を加算し
て得る）によりキャッシュメモリを読み出して，そのデ
ータ長とギャップ長を加算してセクタ値に換算して，ｍ
との比較を行い，その値がｍと等しいか大になった時
に，その時のメモリアドレスが指定セクタ値に対応する
アドレスが求まり，位置づけの完了となる。
ある場合，メモリアドレスの先頭位置からの各記録部Ｈ
Ａ，Ｒ０−Ｃ，Ｒ０−Ｄ，Ｒ１−Ｃ，Ｒ１−Ｄ，…の語
長，各記録部間のギャップＧの語長の総和を加算して，
これを１セクタに固有の語長で除算を行ってセクタ値へ
の換算を行い，その結果がｍより小さければ次のレコー
ドのメモリアドレス（それ以前のレコードのメモリアド
レスに今回のレコードのカウント部のデータ長を加算し
て得る）によりキャッシュメモリを読み出して，そのデ
ータ長とギャップ長を加算してセクタ値に換算して，ｍ
との比較を行い，その値がｍと等しいか大になった時
に，その時のメモリアドレスが指定セクタ値に対応する
アドレスが求まり，位置づけの完了となる。
上記したように，従来の指定セクタ値に対するアドレス
の位置づけ方式によると，キャッシュメモリのトラック
の先頭位置から順に各レコードをたどりながら指定セク
タ値に到達する必要があるため，後方のレコードへの位
置づけに時間がかかるという問題があった。
の位置づけ方式によると，キャッシュメモリのトラック
の先頭位置から順に各レコードをたどりながら指定セク
タ値に到達する必要があるため，後方のレコードへの位
置づけに時間がかかるという問題があった。
上記の問題を解決するために，本発明は，セットセクタ
指令により得られた前回のキャッシュメモリのアドレス
と指定セクタ値とをキャッシュメモリのトラックの特定
位置に記憶しておき，次のセットセクタ指令が与えられ
ると，特定位置に記憶されたセクタ値と指令にある指定
セクタ値を比較して，指定セクタ値が記憶されたセクタ
値より大である場合は，特定位置に記憶されたアドレス
位置からのレコードをたどって指定セクタに対応するア
ドレスを求めることにより，従来の常にトラックの先頭
位置からのレコードをたどる方式よりも時間を短縮化す
るものである。
指令により得られた前回のキャッシュメモリのアドレス
と指定セクタ値とをキャッシュメモリのトラックの特定
位置に記憶しておき，次のセットセクタ指令が与えられ
ると，特定位置に記憶されたセクタ値と指令にある指定
セクタ値を比較して，指定セクタ値が記憶されたセクタ
値より大である場合は，特定位置に記憶されたアドレス
位置からのレコードをたどって指定セクタに対応するア
ドレスを求めることにより，従来の常にトラックの先頭
位置からのレコードをたどる方式よりも時間を短縮化す
るものである。
本発明の基本構成を，第１図に示す。また第２図(a)，
(b)には，それぞれ磁気ディスクのトラックの記録配置
とこれに対応する本発明によるキャッシュメモリ上の記
憶配置を示す。
(b)には，それぞれ磁気ディスクのトラックの記録配置
とこれに対応する本発明によるキャッシュメモリ上の記
憶配置を示す。
第１図において，実線枠内はディスクキャッシュ制御装
置，１はキャッシュメモリ，２はデータレジスタ，３は
アドレスレジスタ，４は複数のレジスタ４１ないし４６
等からなるデータメモリ，５はＸレジスタ，６はＹレジ
スタ，７は演算回路，８は判別回路，９は制御回路，１
０はプログラムメモリ，１１，１２はバスを示し，制御
動作はプログラムにより行い，制御回路９は演算回路７
や回路間のゲートを制御する。
置，１はキャッシュメモリ，２はデータレジスタ，３は
アドレスレジスタ，４は複数のレジスタ４１ないし４６
等からなるデータメモリ，５はＸレジスタ，６はＹレジ
スタ，７は演算回路，８は判別回路，９は制御回路，１
０はプログラムメモリ，１１，１２はバスを示し，制御
動作はプログラムにより行い，制御回路９は演算回路７
や回路間のゲートを制御する。
キャッシュメモリ１に記憶される第２図(a)のトラック
データの配置は，第２図(b)に示される。
データの配置は，第２図(b)に示される。
第２図(b)のキャッシュメモリの記憶配置のうち，プリ
フィックス部は本発明に特有のものである。プリフィッ
クス部は，当該トラックへのアクセスがあると，そのア
クセス時に指令により与えられた指定セクタ値とそのセ
クタ値により求められたキャッシュメモリのアドレスと
を組にして記憶するための領域として用いられる。
フィックス部は本発明に特有のものである。プリフィッ
クス部は，当該トラックへのアクセスがあると，そのア
クセス時に指令により与えられた指定セクタ値とそのセ
クタ値により求められたキャッシュメモリのアドレスと
を組にして記憶するための領域として用いられる。
このプリフィックス部の内容は，アクセスがある毎に書
き換えられ，その内容は，次回のアクセスを効率化する
ために使用される。プリフィックス部は，各トラックの
データ位置の特定位置に設けられ，この例ではトラック
のホームアドレス部の前に位置する。
き換えられ，その内容は，次回のアクセスを効率化する
ために使用される。プリフィックス部は，各トラックの
データ位置の特定位置に設けられ，この例ではトラック
のホームアドレス部の前に位置する。
〔実施例〕 次に本発明の実施例を，第３図の動作フローにしたがっ
て説明する。なお，第１図および第２図(a)，(b)が参照
される。
て説明する。なお，第１図および第２図(a)，(b)が参照
される。
ステップにおいて，図示されていないＣＰＵ側からの
セットセクタコマンドが与えられると，その指定セクタ
値はデータメモリ４のレジスタ４１に格納される。この
場合指定セクタと共にトラックの指定及びキャッシュメ
モリの当該トラックの先頭アドレスも与えられるが，当
該トラックのキャッシュメモリ上の先頭位置のアドレス
を０として説明する。
セットセクタコマンドが与えられると，その指定セクタ
値はデータメモリ４のレジスタ４１に格納される。この
場合指定セクタと共にトラックの指定及びキャッシュメ
モリの当該トラックの先頭アドレスも与えられるが，当
該トラックのキャッシュメモリ上の先頭位置のアドレス
を０として説明する。
セットセクタコマンドを受けとることにより，開始され
た制御動作は，次にステップにおいて，キャッシュメ
モリ１の当該トラックのプリフィックス部（第２図
(b)）をアドレスレジスタ３（０番地よりｋ語だけ前の
アドレス，但しｋはプリフィックスの語数）によるアド
レスで読み出す。そのプリフィックス部の内容をデータ
レジスタ２を介してキャッシュメモリ１の４２，４３に
セクタ値ｍ，メモリアドレスＰとしてセットし，それら
の内容が０以外か否か（値がセットされているか否か）
を演算回路７，判別回路８により判別する。
た制御動作は，次にステップにおいて，キャッシュメ
モリ１の当該トラックのプリフィックス部（第２図
(b)）をアドレスレジスタ３（０番地よりｋ語だけ前の
アドレス，但しｋはプリフィックスの語数）によるアド
レスで読み出す。そのプリフィックス部の内容をデータ
レジスタ２を介してキャッシュメモリ１の４２，４３に
セクタ値ｍ，メモリアドレスＰとしてセットし，それら
の内容が０以外か否か（値がセットされているか否か）
を演算回路７，判別回路８により判別する。
値がセットされている場合は，このトラックのいずれか
のレコードのデータに対し以前にアクセスされたことが
明らかとなり，次のステップにおいて，前回にアクセ
スされた時のセクタ値（ｍとする）を保持するレジスタ
４２の内容と指定セクタ値Ｓｔを保持するレコード４１
の内容とを，演算回路７，判別回路８で判別する。
のレコードのデータに対し以前にアクセスされたことが
明らかとなり，次のステップにおいて，前回にアクセ
スされた時のセクタ値（ｍとする）を保持するレジスタ
４２の内容と指定セクタ値Ｓｔを保持するレコード４１
の内容とを，演算回路７，判別回路８で判別する。
ここでｍ＝Ｓｔである場合には，求める指定セクタ値と
前回にアクセスした時のセクタ値が一致したことにな
り，求めるメモリアドレスはキャッシュメモリ１の４３
に格納されたプリフィックスのメモリアドレスＰそのも
のであるので，ここで終了する。
前回にアクセスした時のセクタ値が一致したことにな
り，求めるメモリアドレスはキャッシュメモリ１の４３
に格納されたプリフィックスのメモリアドレスＰそのも
のであるので，ここで終了する。
ステップにおいて，ｍ＜Ｓｔと判別された場合は，前
回のアクセス時のセクタ値（ｍ）より今回の指定セクタ
値Ｓｔの方がトラック上では後方であることが分かり，
アドレス計算を前回のアクセス時のセクタ値ｍとその時
のメモリアドレスＰを基点として開始するために，ステ
ップにおいて，ｍ，Ｐの値をキャッシュメモリ１から
Ｘレジスタ，Ｙレジスタにそれぞれ転送する。
回のアクセス時のセクタ値（ｍ）より今回の指定セクタ
値Ｓｔの方がトラック上では後方であることが分かり，
アドレス計算を前回のアクセス時のセクタ値ｍとその時
のメモリアドレスＰを基点として開始するために，ステ
ップにおいて，ｍ，Ｐの値をキャッシュメモリ１から
Ｘレジスタ，Ｙレジスタにそれぞれ転送する。
ステップは位置づけするプログラムループの終了条件
を判定するもので，当該メモリ位置にインデックスを表
すデータが書かれているかどうかを調べる。
を判定するもので，当該メモリ位置にインデックスを表
すデータが書かれているかどうかを調べる。
この場合，アドレスＰにはインデックスが存在しないの
で，次のステップに制御が移り，ここにおいて，次の
式の演算を実行する。
で，次のステップに制御が移り，ここにおいて，次の
式の演算を実行する。
Ｘ＋（Ｌｉ＋Ｇ）／Ｓｎ→Ｘ …… (1) Ｙ＋Ｌｉ →Ｙ …… (2) 式(1)はＸレジスタ５にある前回のセクタ値ｍに，エリ
ア４６内のレコードのカウント部にある当該レコードの
データ長Ｌｉ（カウント部の語長も含む）と記録ギャッ
プ（一定の語長）Ｇを加算した値を１セクタ語長（固定
の語長）Ｓｎで除算した値（当該レコード語長とギャッ
プ長をセクタ数に換算した値）とを加算して，Ｘレジス
タ５に格納する動作を表す。
ア４６内のレコードのカウント部にある当該レコードの
データ長Ｌｉ（カウント部の語長も含む）と記録ギャッ
プ（一定の語長）Ｇを加算した値を１セクタ語長（固定
の語長）Ｓｎで除算した値（当該レコード語長とギャッ
プ長をセクタ数に換算した値）とを加算して，Ｘレジス
タ５に格納する動作を表す。
また式(2)は，Ｙレジスタ６の内容であるアドレスＰに
当該レコードのデータ長を加算して，その結果をＹレジ
スタ６に格納することにより，当該アドレスＰのレコー
ドの次のレコードのアドレスを得るものである。
当該レコードのデータ長を加算して，その結果をＹレジ
スタ６に格納することにより，当該アドレスＰのレコー
ドの次のレコードのアドレスを得るものである。
式(1)，(2)の計算に用いられる記録ギャップ長Ｇ及び１
セクタ語長Ｓｎはデータメモリ４内のレジスタ４５，４
４にそれぞれ予めセットする。
セクタ語長Ｓｎはデータメモリ４内のレジスタ４５，４
４にそれぞれ予めセットする。
計算が終了すると，次にステップに移り，計算により
得られた次のレコードのセクタ値を格納したＸレジスタ
５の内容と指定セクタ値Ｓｔを格納したレジスタ４１の
内容を比較して，Ｘ＜Ｓｔである場合には，指定セクタ
値に対応するレコードはさらに後の位置にあることが分
かるのでステップに戻り，そこから既に述べた動作が
行われる。
得られた次のレコードのセクタ値を格納したＸレジスタ
５の内容と指定セクタ値Ｓｔを格納したレジスタ４１の
内容を比較して，Ｘ＜Ｓｔである場合には，指定セクタ
値に対応するレコードはさらに後の位置にあることが分
かるのでステップに戻り，そこから既に述べた動作が
行われる。
ステップでＸＳｔであると判別されると，Ｘレジス
タ５のセクタ値が指定セクタ値Ｓｔと一致するかそれを
越えているので，この時Ｙレジスタ６に格納されている
メモリアドレス値が指定セクタ値に対応する求めるメモ
リ位置であるから，ここで動作を終了する。
タ５のセクタ値が指定セクタ値Ｓｔと一致するかそれを
越えているので，この時Ｙレジスタ６に格納されている
メモリアドレス値が指定セクタ値に対応する求めるメモ
リ位置であるから，ここで動作を終了する。
ここで，ステップに説明を戻して，プリフィックス部
にデータがない場合，即ちそれ以前にそのトラックにつ
いてセットセクタコマンドが到来してない場合は，ステ
ップに移り，当該トラックの先頭レコードから順にセ
クタ値の計算を行うために，Ｘレジスタ５にセクタ０を
表す値０をセットすると共にＹレジスタ６にキャッシュ
メモリ上の当該トラックの先頭アドレスである０をセッ
トし，次にステップに移り，既に述べた動作を順次行
う。
にデータがない場合，即ちそれ以前にそのトラックにつ
いてセットセクタコマンドが到来してない場合は，ステ
ップに移り，当該トラックの先頭レコードから順にセ
クタ値の計算を行うために，Ｘレジスタ５にセクタ０を
表す値０をセットすると共にＹレジスタ６にキャッシュ
メモリ上の当該トラックの先頭アドレスである０をセッ
トし，次にステップに移り，既に述べた動作を順次行
う。
またステップにおいてｍ＜Ｓｔと判別された場合は，
前回のアクセス時のセクタ値ｍの方が今回の指定セクタ
値より後に位置するので，プリフィックス部のデータを
使用しないで，当該トラックの先頭のレコードから順に
セクタ値の計算を行うためにステップにおけるプリフ
ィックス部にデータが無い時と同じ処理をステップで
実行する。
前回のアクセス時のセクタ値ｍの方が今回の指定セクタ
値より後に位置するので，プリフィックス部のデータを
使用しないで，当該トラックの先頭のレコードから順に
セクタ値の計算を行うためにステップにおけるプリフ
ィックス部にデータが無い時と同じ処理をステップで
実行する。
ステップにおいて，Ｙレジスタ６の内容をアドレスレ
ジスタ３にセットしてキャッシュメモリから読み出しを
行った時に，その内容がレコードデータではなくインデ
ックスの検出を行った場合は，ステップに移る。この
場合は，レコードを次々にたどる過程において，当該ト
ラックの先頭位置であるインデックス（ＨＡ）を検出し
たもので，このことはその前のレコードが最終セクタ位
置までの語長を有し，そのトラックの次のレコード位置
は，磁気ディスクのトラック上では第２図(a)に示すよ
うに最初の位置になるので，求めるメモリアドレスは当
該トラックの先頭のメモリアドレスであるからＹレジス
タ６に０をセットして終了する。
ジスタ３にセットしてキャッシュメモリから読み出しを
行った時に，その内容がレコードデータではなくインデ
ックスの検出を行った場合は，ステップに移る。この
場合は，レコードを次々にたどる過程において，当該ト
ラックの先頭位置であるインデックス（ＨＡ）を検出し
たもので，このことはその前のレコードが最終セクタ位
置までの語長を有し，そのトラックの次のレコード位置
は，磁気ディスクのトラック上では第２図(a)に示すよ
うに最初の位置になるので，求めるメモリアドレスは当
該トラックの先頭のメモリアドレスであるからＹレジス
タ６に０をセットして終了する。
このようにして，セットセクタコマンドにより与えられ
た指定セクタに対応するキャッシュメモリ上のアドレス
は，Ｙレジスタ６に得られ位置づけが完了する。
た指定セクタに対応するキャッシュメモリ上のアドレス
は，Ｙレジスタ６に得られ位置づけが完了する。
位置づけが行われた後，キャッシュメモリのプリフィッ
クス部に，今回のコマンドによる指定セクタ値と求めら
れたメモリアドレスを書き込んでおくことが必要であ
る。
クス部に，今回のコマンドによる指定セクタ値と求めら
れたメモリアドレスを書き込んでおくことが必要であ
る。
本発明のキャッシュメモリの位置づけ方式によれば，従
来常にトラックの先頭位置から順次レコードをたどる方
式に比べ，前回の位置づけ時のセクタ値と同じか大きい
場合，特に後方のレコードへの位置づけの場合に指定セ
クタに位置づけるまでの動作回数を減らすことができ，
位置づけ時間を短縮することができる。
来常にトラックの先頭位置から順次レコードをたどる方
式に比べ，前回の位置づけ時のセクタ値と同じか大きい
場合，特に後方のレコードへの位置づけの場合に指定セ
クタに位置づけるまでの動作回数を減らすことができ，
位置づけ時間を短縮することができる。
第１図は，本発明の基本構成を示す図，第２図(a)は磁
気ディスクのトラック上の記録フォーマットを示す図，
第２図(b)は本発明によるキャッシュメモリの記憶配置
を示す図，第３図は本発明実施例の動作フローを示す
図，第４図(a)は従来の磁気ディスクのトラック上の記
録フォーマットを示す図，第４図(b)は第４図(a)に対応
する従来方式によるトラックデータのキャッシュメモリ
の記憶配置を示す図である。 第１図中， １：キャッシュメモリ ２：データレジスタ ３：アドレスレジスタ ４：データメモリ ５，６：Ｘ，Ｙレジスタ ７：演算回路 ８：判別回路 ９：制御回路 １０：プログラムメモリ
気ディスクのトラック上の記録フォーマットを示す図，
第２図(b)は本発明によるキャッシュメモリの記憶配置
を示す図，第３図は本発明実施例の動作フローを示す
図，第４図(a)は従来の磁気ディスクのトラック上の記
録フォーマットを示す図，第４図(b)は第４図(a)に対応
する従来方式によるトラックデータのキャッシュメモリ
の記憶配置を示す図である。 第１図中， １：キャッシュメモリ ２：データレジスタ ３：アドレスレジスタ ４：データメモリ ５，６：Ｘ，Ｙレジスタ ７：演算回路 ８：判別回路 ９：制御回路 １０：プログラムメモリ
Claims (1)
- 【請求項１】可変長記録形式の磁気ディスクのディスク
キャッシュにおいて， キャッシュメモリ上の各トラックに対応する特定位置
に，磁気ディスクのトラックのセクタ値とこれに対応す
るキャッシュメモリ上でのアドレスとを組にした情報を
記憶する領域を設け， 前記各トラックに対応する特定位置の組情報は，セクタ
値を指定したキャッシュメモリ上の指定トラックへのア
クセス毎に，求められたキャッシュメモリ上のアドレス
と前記指定セクタ値の組情報により書き換えられ， セクタ値を指定したキャッシュメモリの指定トラックへ
のアクセスに対し，対応するトラックの前記特定位置に
記憶された組情報のうちのセクタ値を読み出して，前記
指定セクタ値を比較する手段を備え， 指定セクタ値が記憶されたセクタ値と同一かそれより大
きいと前記組にして記憶されたアドレスを指定セクタ値
に対応するアドレス算出の始点とし， 指定セクタ値が記憶されたセクタ値より小さいと，各ト
ラックの先頭レコードアドレスを指定セクタ値に対応す
るアドレス算出の始点として，順次各レコードからセク
タ値を求めることにより，指定セクタ値に対応するキャ
ッシュメモリ上のアドレスを位置づけることを特徴とす
るキャッシュメモリ位置づけ方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61296372A JPH0644248B2 (ja) | 1986-12-12 | 1986-12-12 | キヤツシユメモリ位置づけ方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61296372A JPH0644248B2 (ja) | 1986-12-12 | 1986-12-12 | キヤツシユメモリ位置づけ方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63148349A JPS63148349A (ja) | 1988-06-21 |
| JPH0644248B2 true JPH0644248B2 (ja) | 1994-06-08 |
Family
ID=17832697
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP61296372A Expired - Fee Related JPH0644248B2 (ja) | 1986-12-12 | 1986-12-12 | キヤツシユメモリ位置づけ方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0644248B2 (ja) |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6101574A (en) * | 1995-02-16 | 2000-08-08 | Fujitsu Limited | Disk control unit for holding track data in non-volatile cache memory |
| US6009498A (en) * | 1995-02-16 | 1999-12-28 | Fujitsu Limited | Disk control unit for holding track data in cache memory |
Family Cites Families (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6046447B2 (ja) * | 1980-12-29 | 1985-10-16 | 富士通株式会社 | トラツクバツフアメモリ方式 |
-
1986
- 1986-12-12 JP JP61296372A patent/JPH0644248B2/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS63148349A (ja) | 1988-06-21 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JPS5841578B2 (ja) | 回転形記憶装置の制御方法 | |
| JPS63148349A (ja) | キヤツシユメモリ位置づけ方式 | |
| JPH03222158A (ja) | データの追加書込み方法 | |
| JPH0528651A (ja) | 情報記録再生装置 | |
| JPS59136860A (ja) | デイスク制御装置 | |
| JP2533484B2 (ja) | 磁気テ−プ制御方式 | |
| JP3181705B2 (ja) | 記録情報再生装置 | |
| JPS6129955A (ja) | 追記型媒体における情報蓄積方式 | |
| JPS59221810A (ja) | 磁気記憶装置における交代セクタ−装置 | |
| JPH0628779A (ja) | ディスク装置におけるデータ記録制御方法 | |
| JPH036634A (ja) | フロッピーディスクのファイル格納方式 | |
| JP2770837B2 (ja) | 磁気ディスク装置のアクセス方式 | |
| JPH05274845A (ja) | 磁気テープ記録再生装置の制御方法 | |
| JPH02299036A (ja) | 情報記録再生方法 | |
| JPS5852248B2 (ja) | 読出デ−タ長取出方式 | |
| JPS6038741B2 (ja) | プログラム及びデ−タの記録再生方式 | |
| JPS6051129B2 (ja) | レコ−ド情報読取り処理方式 | |
| JPH0431130B2 (ja) | ||
| JPS59157813A (ja) | 回転体磁気記憶装置の制御装置 | |
| JPH04293116A (ja) | テープ系記憶装置制御方法 | |
| JPS59208665A (ja) | 記憶装置 | |
| JPH0233786A (ja) | 光ディスク装置 | |
| JPS62113231A (ja) | 拡張記憶装置の仮想デイスク制御方式 | |
| JPH05307442A (ja) | ディジタルデータ再生装置 | |
| JPH0414692A (ja) | 磁気テープ記憶装置 |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |