JPS595471A - 磁気テ−プのアクセス方法 - 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】 本発明は、ゴースト・ブロックを有する磁気テープに対
しても、磁気テープ上の正常を示す最後の有効ブロック
の直後に磁気ヘッドを位置付は得るようにした磁気テー
プのアクセス方法に関するものである。

第１図はゴースト・ブロックを説明するものであって、
第１図において、１は磁気ヘッド、２は磁気テープ、Ｒ
はリード・ヘッド、Ｗはライト嗜−７−１、Ｇはゴース
ト・ブロックをそれぞれ示している。第１図から判るよ
うに、磁気テープ２にデータをライトする場合、ライト
・ヘッドＷに先行するイレーズ・ヘッドＥが磁気テープ
上の旧データ又はＴＭ’ｚ消去している。本明細書にお
けるゴースト・ブロックＧとは、イレーズ・ヘッドＥで
データの一部が消去された旧データ又はＴＭ’に意味し
ている。

ハードウェアでゴースト・ブロックＧ’ｔリードする場
合、ゴースト・ブロックＧはノイズ扱い、データ・チェ
ック・ブロック扱い又はＴＭ扱いされる。

第２図（イ）、（ロ）はゴースト・ブロックをリードし
た場合の磁気ヘッドの位置を示すものである。第２図に
おいて、Ｇはゴースト・ブロック、Ｇ・ＩＢＧはＧＯＴ
ｏ　　ＩＢＧコマンド、Ｂ＠ＩＢ′ＧはＢＡＣＫ　　Ｔ
ＯＩＢＧコマンド、Ｂ＠ＲＥＡＤはＢＡＣＫＷＡＲＤ　
　ＲＥＡＤコマンド、ＲＥＡＤはＦＯＲＷＡＲＤ　　Ｒ
ＥＡＤコマンドをそれぞれ示しＣいる。また、＊はデー
タ・チェック・ブロック又は旧データ（ゴースト−ブロ
ック直前のブロックの場合は正常データ）を示し、〒は
ヘッド位置を示している。

第２図の項番１ないし項番６はゴースト・ブロックＧが
ノイズ扱いされる場合の磁気ヘッド位置全説明するもの
である。

項番１においては、ゴースト・ブロックＧの次のデータ
は１日データとなっている。このような場合、ゴースト
・ブロックＧの直前に磁気ヘッドが停止しているときに
、ＲＥＡＤ又はＧ−ＩＢＧコマンドが発行されると、磁
気ヘッドは旧データの直後に位置付けられ、正常のステ
ータスが磁気テープ装置からチャネルに送られる。

項番２においては、ゴースト−ブロックＧの次はＴＭと
なっている。このような場合、ゴースト・ブロックＧの
直前に磁気ヘッドが存在するときに、ＲＥＡＤ又はＧ・
ＩＢＧコマンドが発行されると、磁気ヘッドはＴＭの直
後に位置付けられ、ＴＭ検出のステータスがチャネルに
送られる。

項番３においては、ゴースト−ブロックＧの次のデータ
がデータやチェック・フ゛ロックとなっている。このよ
うな場合、ゴースト・ブロックＧの直前に磁気ヘッドが
存在するときに、ＲＥＡＤ又はＧ・ＩＢＧコマンドが発
行されると、磁気ヘッドはデータ書チェック・ブロック
の直後に位置付けられる。しかし、ＲＥＡＤＯ場・合に
はデータ・チェックのステータスが返され、Ｇ−ＩＢＧ
の場合は正常のステータスがチャネルに送られる。

項番４においては、ゴース）−ブロックＧの直前のデー
タが正常データとなっている。このような場合、ゴース
ト−ブロックＧの直後に磁気ヘッドが存在するときにＢ
・ＲＥＡＤ又はＢ・ＩＢＧコマンドが発行されると、磁
気ヘッドは正常データの直前に位置付けられ、正常のス
テータスがチャネルに送られる。

項番５においては、ゴースト−ブロックＧ゛の直前のデ
ータがＴＭとなっている。このような場合、ゴースト・
ブロックＧの直後に磁気ヘッドがあるときにＢ・ＲＥＡ
Ｄ又はＢ・ＩＢＧコマンドが発行されると、磁気ヘッド
はＴＭの直前に位置付けられ、ＴＭ検出のステータスが
チャネルに送られるＯ 項番６においては、ゴースト・ブロックＧの直前のデー
タがデータ・チェック・ブロックとなっている。このよ
うな場合、ゴースト会ブロックＧの直後に磁気ヘッドが
あるときにＢ　−ＲＥＡＤ又はＧ・ＩＢＧが発行される
と、磁気ヘッドはデータ・チェック・ブロックの直前に
位置付けられる。

しかし、Ｂ−ＲＥＡＤの場合にはデータ・チェックのス
テータスがチャネルに送られ、Ｂ・ＩＢＧの場合は正常
のステータスがチャネルに送られも項番７と８はゴース
ト・ブロックＧがデータ・チェック拳ブロック扱いされ
る場合の磁気ヘッドの位置を説明するものである。

ゴースト・ブロックＧがデータ・チェック・ブロック扱
いされる場合には、項番７に示すように、ゴースト・ブ
ロックＧの直前に磁気ヘッドがろるときにＲＥＡＤ又は
Ｇ−ＩＢＧコマンドが発行されると、磁気ヘッドはゴー
スト・ブロックＧの直後に位置付けられる。しかし、Ｒ
ＥＡＤの場合にはデータ・チェックのステータスがチャ
ネルに送られ、Ｇ−ＩＢＧの場合には正常のステータス
がチャネルに送られる。

ゴース）−ブロックＧがデータ・チェック・ブロック扱
いをされる場合には、項番８に示すように、磁気ヘッド
がゴースト・ブロックＧの直後に存在するときにＢ　−
ＲＥＡＤ又はＢΦＩＢＧが発行されると、磁気ヘッドは
ゴースト・ブロックＧの直前に位置付けられる。しかし
、Ｂ−ＲＥＡＤの場合にはデータ・チェックのステータ
スがチャネルに送られ、Ｂ−ＩＢＧの場合には正常のス
テータスが送られる。

項番９と１０はゴースト−ブロックＧがＴ　Ｖｉ扱いさ
れる場合の磁気ヘッドの位置全説明するものである０ ゴースト・ブロックＧがＴＭ扱いされる場合には、項番
９に示すように、ゴースト・ブロックＧの直前に磁気ヘ
ッドが存在するときにＲＥＡＤ又はＧ＠ＩＢＧが発行さ
れると、磁気ヘッドはゴースト・ブロックＧの直後に位
置付けられ、１Ｍ検出のステータスがチャネルに送られ
る０ゴースト・ブロックＧがＴＭ扱いされる場合には、
項番ｌＯに示すように、ゴースト・ブロックＧの直後に
磁気ヘッドが存在するときにＢ−ＲＥＡＤ又はＢ＠ＩＢ
Ｇが発行されると、磁気ヘッドはゴースト・ブロックＧ
の直前に位置付けられ、１Ｍ検出のステータスがチャネ
ルへ送られる。

第３図はゴースト・ブロックＧによる障害の１例を説明
するものである。第３図（イ）においては、ブロック１
００、ブロック１０１％ゴースト・ブロックＧ、ｕおよ
びＴＭが磁気テープ２に書込まれている。磁気ヘッドが
ゴースト・ブロックＧの直前に存在するときに、ＲＥＡ
Ｄコマンドが発行されると、磁気ヘッドは最初のＴＭの
直後に位置付けられる。ＴＭが検出されたので、Ｂ＠Ｉ
ＢＧコマンドを発行すると、磁気ヘッドは最初のＴＭの
直前に位置付けられる。次にＷＲＩＴＥコマンド全発行
すると、第３図（ロ）に示すように、ブロック１０２が
ゴースト・ブロックＧの直後に書込まれ、次いでＴＭが
書込まれる。第３図（ロ）のようなデータが書込まれた
磁気テープをテープの先頭からリードすると、ブロック
１０２をデータ・チェック・ブロックと誤解してしまう
場合がある。

本発明は、上記の考察に基づくものであって、磁気テー
プ上にゴースト・ブロックが存在し、且つ有効ブロック
の後にＴＭが記録されていないような場合においても、
山気ヘッドを正常を示す最後の有効データの直後に正し
く位置付は得るようにした磁気テープのアクセス方法を
提供することを目的としている。そしてそのため、本発
明の磁気テープのアクセス方法は、ユーザ指定書込みデ
ータに媒体内シーケンス・ブロック養号を付力口したも
のを磁気テープにライトすると共に、磁気テープ上のブ
ロックをリードするとき当該ブロックが正常であるか否
かを調べ、正常な場合には当該ブロックの媒体内シーケ
ンス・ブロック番号を記憶するようになった磁気テープ
のアクセス方法において、 （イ）上記磁気テープ上のリード・ブロックが正常でな
いと認識した場合には、終端であると認識されるまでリ
ード拳コマンドを発行すると共に、リード・コマンドの
発行回数全計数する先読み処理を実行し、 （ロ）終端を検出した後、磁気テープ′に１ブロツク移
動させるためのＢＡＣＫ　　ＴＯＩＢＧコマンドを、上
記（イ）におけるリード・コマンド発行回数に数値“３
″を加えた回数以上発行し、しかる後にリード・ブロッ
クの媒体内シーケンス・ブロック番号が上記記憶されて
いる媒体内ンーケンス・ブロック番号と等しくなるまで
リード・コマンドを発行するところ計り直し処理全実行
する ことを特徴とするものでβる。以下、本発明を図面を参
照しつつ説明する。

第４図は本発明の書込みデータの構成を示すものである
。第４図（イ）はユーザ指定書込みデータ、第４図（ロ
）は第４図（イ）のユーザ指定書込みデータに媒体内シ
ーケンス・ブロック番号およびデータ書込み日付が付加
された編集データ、第４図Ｃつは第４図（ロ）の編集デ
ータにプリアンプルおよびボストアンプルが付加された
媒体書込みデータ金示している。データは、媒体書込み
データの形で磁気テープに書込まれる。

第５図は正常を示す最終有効ブロックの直後に磁気ヘッ
ドをポジシ曹二ングするための処理の１例を示すフロー
チャートであり、第６図（イ）はボジショニングの具体
例を示すものであり、第６図（ロ）は第６図（イ）の具
体例におけるＩ１０回数の推移を示すものである。なお
、Ｘはデータ・チェック・ブロックを示している。

最終有効ブロックの直後に磁気ヘッド全ボジショニング
するためには、下記の処理が行われる。

（イ）　　ＲＥＡＤコマンド會発行する。

（ロ）　当該ブロックが正当ブロックか否がを調べ渇正
常のステータスが帰って米た場合には正当ブロックとし
、ＴＭ検出又はデータ・チェックのステータスが帰って
米た場合には正常でないと認識する。Ｙ　ａ　ｔｔの場
合は０９の処理を行い、Ｎ、。

の場合にはに）の処理全行う。

（ハ）媒体シーケンス・ブロック番号を記憶すると共に
、１１０回数を“１”とする。そして（イ）の処理に戻
る。

に）　ＲＥＡＤコマンド全発行する。

（ホ）　Ｉ１０回数を＋１だけ更新する。

（へ）終端か否かを判断する。Ｙ　ａ　ａの場合には（
ト）の処理を行い、Ｎｏの場合にはに）の処理に戻妬（
））　　Ｉ１０回数＋３回だけＢＡＣＫ　　Ｔｏ　　Ｉ
ＢＧコマンドを発行する。

（ホ）　ＲＥＡＤコマンドを発行する。

（男　記憶している媒体内シーケンス・ブロック番号と
リード・ブロックの媒体内シーケンス・ブロック番号と
を比較し、正当最終ブロックが否かを調べる。Ｙｅｓの
場合には終端へ磁気ヘッドのポジショニング終りとなり
ｓ　Ｎ　ｏの場合には（ト）の処理に戻る。

上記のに）、（ホ）、（へ）の処理は本明細書では先読
み処理と呼ばれ、（ト）、（力、（す）の処理は計り直
し処理とよばれる。

第６図は穀終有効ブロックの直後に磁気ヘッドをボジシ
ョニングするための処理を具体的に説明するものである
。この例では磁気テープ２上にブロック９８、ブロック
９９、ブロック１００、ゴースト・プルツクＧ１データ
・チェック・プロツクＸ１ＴＭ、旧データ、旧データが
記録されている。磁気ヘッドがブロック９８の直前にあ
るときに終端検出処理が開始されると、リード・コマン
ドが発行される。この第１回目のり一ド・コマンドによ
ってブロック９８のリードが行われ、正常のステータス
およびリード・データが磁気テープ装置からＣＰＵ側に
送られる。ＣＰＵ側では媒体内シーケンス・ブロック番
号“９８＃全ブロック番号記憶域に記憶すると共にＩ１
０回数カウンタのカウント値を”　１　”にし、第２回
目のリード・コマンドを発行する。この第２回目のリー
ド・コマンドによってブロック９９のリードが行われ、
正常のステータスおよびリード・データがＣＰＵ側に送
られる０ＣＰＵ側では媒体内シーケンス・ブロック番号
″９９”をブロック番号記憶域に上書きすると共に、第
３回のリード・コマンドを発行する。なお、■１０回数
カウンタのカウント値は１”のま＼である。第３回目の
リード・コマンドによってブロック１００がリードされ
、ブロック番号記憶域に〜１００”が上書きされ、第４
回目のリード書コマンドが発行される。この第４回目の
リード・コマンドによってゴースト拳ブロックおよびデ
ータ・チェック◆ブロックＸのリードが行われ、磁気テ
ープ装置からデータ・チェックのステータスがＣＰＵ側
に送られる０ＣＰＵ側ではデータ・チェックのステータ
スを受取ると、先読み処理を開始する。ＣＰＵ側では第
５回目のリード・コマンド全発行すると共に、Ｉ１０回
数カウンタのカウント値を＋１する。この第５回のリー
ド・コマンドによって、ＴＭがリードされ、磁気テープ
装置からＴＭ検出のステータスがＣＰＵ側に送られる。

ＣＰＵ側では、終端検出の確実性を増すため、第６回目
のリード・コマンドを発行すると共に■１０回数カウン
ト値を＋１する。この第６回目のリード・コマンドによ
って最初の旧データのリードが行われ、正常のステータ
スとリード・データとがＣＰＵ側に送られる。ＣＰＵ側
では媒体内シーケンス・ブロック番号又はデータ書込み
日付から旧データであるこ倶昭識い磁気ヘッドが最終有
効ブロックを通り越していること、すなわち終端である
ことを認識する。終端を検出すると、ＣＰＵ側では計り
直し処理を開始する。ＣＰ　Ｕ　０１１１ではＩ１０回
数カウンタのカウント値に数値をａ３”會加え、この回
数だけＢＡＣＫ　　Ｔｏ　　ＩＢＧコマンド全発行する
。この６回のＢＡＣＫ　　ＴＯＩＢＧコマンドによって
、磁気ヘッドはブロック９９の直前に位置付けられる。

なお、図示の例では、ＢＡＣＫ　　Ｔｏ　　ＩＢＧコマ
ンド全実行するとき、磁気テープ装置は、データ・チェ
ックやブロックＸおよびゴースト・゛ブロック（１−そ
れぞれ１ブロツクとして認識したと仮定している。磁気
テープ装置がデータ・チェック・ブロックＸとゴースト
書ブロックＧを合わせたものを１）゛ロックとして認識
した場合には、上記６回のＢＡＣＫ　　ＴＯＩＢＧコマ
ンドの発行によって、磁気ヘッドはブロック９８の直前
に位置付けられる。６回のＢＡＣＫ　　ＴＯＩＢＧコマ
ンドを発行し、磁気ヘッドがブロック９９の直前に位置
付けられた後、ＣＰＵ側は第７回目のり一ド・コマンド
を発行する。この第７回目のリード・コマンドによって
ブロック９９がリードされ、正常のステータスおよびリ
ード・データがＣＰＵ側に送られる。ＣＰＵ側にり一ド
・データに含まれる媒体内シーケンス・ブロック番号と
ブロック番号記憶域の媒体内シーケンス・ブロック番号
とを比較し、両者が一致するか否かを調べる。この場合
には両者は不一致であるので、ＣＰＵ側では第８回目の
リード・コマンド全発行する。この第８回目のリード・
コマンドによってブロック１００がリードされ、正常の
ステータスおよびリード・データがＣＰＵ側に送られも
ＣＰＵ側はリード・データに含まれる媒体内シーケンス
ーブロック番号とブロック番号記憶域の媒体内シーケン
ス・ブロック番号とを比較し、両者が一致するか否かを
調べる。この場合には、両者は一致するので、正常を示
す最終有効ブロックの直後に磁気ヘッドがボジショニン
グされたことになるＯ 先読み処理は下記の理由によって必要である。

さきに述べたように、ゴースト・ブロック全リードした
場合、ノイズ扱いされる場合と、データ拳チェック・ブ
ロック扱いされる場合と、ＴＭ扱いされる場合とがある
。したがって、データ・チェックのステータスが送られ
て米た場合１．ＣＰ　Ｕ側では、そのリード・ブロック
がゴースト・ブロックであるのか、有効ブロックがたま
たまデータ・チェック９ブロツクとなったのか判断がつ
かない。

ｔ’、ＴＭ検出のステータスが送られて米た場合、ＣＰ
Ｕ側ではそのリード−ブロックがゴースト・ブロックで
あるのか１不肖のＴＭブロックであるのか判断がつかな
い。先読み処理は、上記の判断全確実に行うためになさ
れるものである。

第７図は先読み処理において終端と判断する種種の場合
を説明するものである。なお、第７図において、Ｇはゴ
ースト・ブロック、Ｘはデータ・チェック・ブロック、
＊はＴＭ又は旧データを示している。

第７図の項番１ないし６は、１個のリード・コマンドに
よってゴースト・コマンドＧと次のブロックがリードさ
れ、リード結果がデータ・チェックの場合の終端判断を
説明するものである。

項番１のように、ゴース）−ブロックＧと次ブロックを
リードしてデータ・チェック、先読み１でＴＭ、先読み
２でＴＭもしくは旧データの場合には、終端であると判
断する。

項番２のように、ゴースト・ブロックＧと次ブロックと
全読んでデータ・チェック、先読み１でＴＭ検出、先読
み２でデータ・チェックの場合には、終端であると判断
する。

項番３のように、ゴースト・ブロックＧと次ブロックと
を読んでデータ・チェック、先読み１でデータ・チェッ
ク、先読み２でＴＭ検出又は旧データの場合には、終端
でめると判断する。

項番４のように、ゴースト・ブロックＧと次ブロックと
を読んでデータ・チェック、先読み１でデータ・チェッ
ク、先読み２でデータ・チェック、先読み３でＴＭ検出
又は旧データの場合には、終端であると判断する。

項番５のように、ゴースト・ブロックＧと次ブロックと
を読んでデータ・チェック、先読みｌと先読み２と先読
み３の全てがデータ・チェックの場合には、終端である
と判断する。

項番６のように、ゴースト・ブロックＧと次ブロックと
？読んでゴース・チェック、先読み１で旧データの９４
合には、終端であると判断する。

項番７ないし項番１２は、■岡のリード・コマンドによ
ってゴースト・ブロックと次ブロックとがリードされ、
リード結果が７Ｍ検出の場合の終端判断を説明するもの
である。

項番７のように、ゴースト・ブロックＧと次ブロックと
金読んで７Ｍ検出、先読み１で７Ｍ検出、先読み２でＴ
Ｍ検出又ｔま旧データの場合には、終端であると判断す
る。

項番８のように、ゴースト・ブロックＧおよび次ブロッ
クを読んで７Ｍ検出、先読み１で７Ｍ検出、先読み２で
データ・チェック検出の場合には、終端であると判断す
る。

項番９のように、ゴースト拳ブロックＧと次ブロックを
読んで７Ｍ検出、先読み１でデータ・チェック、先読み
２で７Ｍ検出又は旧データの場合には、終端であると判
断する。

項番ｌＯのように、ゴースト・ブロックＧと次ブロック
と？読んで７Ｍ検出、先読み１でデータ・チェック、先
読み２でデータ・チェック、先読み３で７Ｍ検出又は旧
データの場合には、終端であると判断する。

項番１１のように、ゴースト・ブロックＧと次ブロック
全貌んで７Ｍ検出、先読み１でデータ・チェック、先読
み２でデータ・チェック、先読み３でデータ・チェック
の場合には、終端であると判断する。

項番１２のように、ゴースト・ブロックＧと次ブロック
を読んで７Ｍ検出、先読み１で旧データの場合には、終
端であると判断する。

項番１３７いし項番１８は、ゴースト・ブロックを読ん
だとき、データ・チェックとされる場合の終端判断を説
明するものである。

項番１３のように、ゴースト・ブロックを読んでデータ
・チェック、先読み１で７Ｍ検出、先読み２で７Ｍ検出
又は旧データである場合には、終端でろると判断する。

項番１４のように、ゴースト・ブロックＧ’に読んでデ
ータ・チェック、先読み１で７Ｍ検出、先読み２でデー
タ・チェックの場合には、終端であると判断する。

項番１５　ノように、ゴースト・ブロックＧ’に読んで
データ・チェック、先読みｌでデーターチェック、先読
み２で７Ｍ検出又は旧データの場合には、終端であると
判断する。

項番１６のように、ゴースト・ブロックを読んでデータ
・チェック、先読み１でデータ書チェック、先読み２で
データ・チェック、先読み３で７Ｍ検出又は旧データの
場合には、終端であると判断する。

項番１７のように、ゴースト・ブロックを読んでデータ
・チェック、先読み１，２．３の全てがデータ書チェッ
クの場合には、終端であると判断するＯ 項番１８のように、ゴースト・ブロックＧｅ読んでデー
タ・チェック、先読み１で旧データの場合には、終端で
あると判断する。

項番１９ないし項番２４は、ゴースト・ブロックを読ん
だとき、７Ｍ検出とされる場合の終端判断を説明するも
のである。

項番１９のように、ゴースト・ブロックを読んで７Ｍ検
出、先読み１で７Ｍ検出、先読み２で７Ｍ検出又は旧デ
ータの場合には、終端であると判断される。

項番２０のように、ゴースト・ブロックＧを読んで７Ｍ
検出、先読み１で７Ｍ検出、先読み２でデータ・チェッ
クの場合には、終端であると判断する０ 項番２１のように、ゴース）−ブロックＧｔ−読んで７
Ｍ検出、先読み１でデータ争チェック、先読み２で７Ｍ
検出又は旧データの場合には、終端であると判断する。

項番２２のように、ゴースト・ブロックＧ’ｔ−読んで
７Ｍ検出、先読み１でデータ・チェック、先絖み２でデ
ータ・チェック、先読み３で１Ｍ検出又は旧データの場
合には、終端であると判断する。

項番２３のように、ゴースト・ブロックＧ會読んで１Ｍ
検出、先読み１，２．３の全てがデータ・チェックの場
合には、終端であると判断する。

項番２４のように、ゴースト・ブロックＧを読んで１Ｍ
検出、先読み１で旧データの場合には、終端であると判
断する。

項番２５７ｉ、いし３０は、有効ブロックを読んだとき
データ・チェックとされる場合の終端判断を説明するも
のである。

項番２５のように、有効ブロックを読んでデータ・チェ
ック、先読み１で１Ｍ検出、先読み２で１Ｍ検出又は旧
データの場合には、終端であると判断される。

項番２６のように、有効ブロックを読んでデータ・チェ
ック、先読み１で１Ｍ検出、先読み２でデータ・チェッ
クの場合には、終端であると判断される。

項番２７のように有効ブロックを読んでデータ・チェッ
ク、先読み１でデータ・チェック、先読み２で１Ｍ検出
又は旧データの場合には、終端であると判断される。

項番２８のように、有効ブロックを読んでデータ・チェ
ック、先読み１でデータ嗜チェック、先読み２でデータ
・チェック、先読み３で１Ｍ検出又は旧データの場合に
は、終端であると判断される。

項番２９のように、有効ブロックを読んでデータ・チェ
ック、先読み１．２．３の全てがデータ・チェックの場
合には、終端であると判断される。

項番３０のように、有効ブロックを読んでデータ・チェ
ック、先読み１で旧データの場合には、終端であると判
断される。

項番３１ないし項番３６は、有効ブロックを読んだとき
に１Ｍ検出とされる場合の終端判ｌＦ？’を説明するも
のである。

項番３１のように、有効ブロックを読んで１Ｍ検出、先
読み１で１Ｍ検出、先読み２で１Ｍ検出又は旧データの
場合には、終端であると判断される。

項番３２のように、有効ブロックを読んで１Ｍ検出、先
読み１でＴ　Ｍ検出、先読み２でデータ番チェックの場
合には、終端であると判断される。

項Ｓａａのように、有効ブロックを読んで１Ｍ検出、先
読み１でデータ拳チェック、先読み２で１Ｍ検出又は旧
データの場合には、終端であると判断される。

項番３４のように、有効ブロックを読んで１Ｍ検出、先
読み１でテ゛−タ・チェック、先読み２でデータ・チェ
ック、先ａみ３で１Ｍ検出又は旧データの場合には、終
端でおると判断される。

項番３５のように、有効ブロック？読んで１Ｍ検出、先
読み１，２．３の全てがデータ・チェックの場合には、
終端であると判断される。

項番３６のように、有効データを読んで１Ｍ検出、先読
み１で旧データの場合には、終端であると判断される。

終端検出後、その終端検出までに要したリード・コマン
ド発行回数＋３回だけＢＡＣＫ　　ＴＯＩＢＧを行い、
最終有効データを読込むまでリードすることにより、磁
気ヘッドを正常を示した有効ブロックの直後に位置付け
する。先読み処理で発行したリード・コマンド発行回数
＋３回だけＢＡＣＫ　　ＴＯＩＢＧ全発行する理由は、
正常に検出できたブロックの直前に磁気ヘッドを戻すた
めである。１回のリードでデータ番チェックが上っても
、そのデータの前にＢＡＣＫ　　Ｔｏ　　ＩＢＧで戻す
のに、２回のＢＡＣＫ　　Ｔｏ　　ＩＢＧが必要になる
場合も存在する。上記の点を考慮して、計り直し処理に
おけるＢＡＣＫ　　ＴＯＩＢＧコマンドの発行回数を定
めている。勿論、これより多くＢＡＣＫ　　ＴＯＩＢＧ
コマンドを発行することも可能である。第５図、第６図
は１同衾分にＢＡＣＫ　　Ｔｏ　　ＩＢＧ全発行する例
を説明するものである。

第８図は計９直し処理における終端ポジショニングを説
明するものである。

項番１は、先読み処理の項番１のようにして終端が検出
された場合の計９直し処理葡説明するものである。先読
与処理の項番１では、リード・コマンド全２回発行して
ぃゐのでＩ　ＥＡＣＫ　　’ｒｃ１ＩＢＧの発行回数は
、最低２＋３＝５回とされる。項番１では、１回のＢＡ
ＣＫ　　ＴＯＩＢＧの発行により、磁気ヘッドがブロッ
クＸの直後からゴースト・ブロックＸの直前まで移動し
ている。

項番２ないし項番２４は、上記の説明から容易に理解で
きるものと思われるので、説明は省略すもｆｃ、ツレ、
項番１ないし項番６においては、１回のＢＡＣＫ　　Ｔ
ｏ　　ＩＢＧにより、磁気ヘッドがブロックＸの直後か
らゴースト・ブロックＧの直前まで移動するものとして
おり、捷た、項番７ないし項番１２においては、１回の
ＢＡＣＫ　　ＴＯＩＢＧにより磁気ヘッドがブロックＴ
Ｍの直後からゴースト・ブロックＸの直前に移動するも
のとしている。

以上の説明から明らかなように、本発明によれは、磁気
ヘッド全正常を示す最終有効ブロックの直後に位置付け
ることが可能となり、この結果、媒体最終有効データの
直後からのデータの書き足しが可能となり、媒体の有効
利用が計れる。また、１フアイルΦマルチ・ポリニーム
構成をとっているファイルで終端処理がなされていない
媒体に対して、媒体毎の最終ブロック番号などの媒体管
理情報音もつ必要がない。

【図面の簡単な説明】

第１図はゴースト・ブロックを説明する図、第２図はゴ
ースト・ブロックをリードした場合の磁気ヘッドの位置
を示す図、第３図はゴースト・ブロックによる障害の１
例を示す図、第４図は本発明の書込みデータの構成を示
す図、第５図は正常を示す最終有効ブロックの直後に磁
気ヘッドをポジショニングするための処理の１例金示す
フローチャート、第６図（イ）はポジショニングの具体
例會示す図、第６図（ロ）は第６図（イ）の具体例にお
ける１１０回数の推移を示す因、第７図は先読み処理に
お“て終端と判断される一〇場合を説明する図・第８図
は計り直し処理における終端ボジシ１ニングを説明する
図である。 １・・・磁気ヘッド、２・・・磁気テープ、Ｒ・・・リ
ード・ヘッド、ライト・ヘッド、Ｅ・・・イレーズ中ヘ
ッド〇 特許出願人　富士通株式会社（外１名）代理人弁理士　
京　谷　四　部 才Ｚ図 才５１１￥１

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ユーザ指定曹込みデータに媒体内シーケンス・ブロック
   番号を付加したものを磁気テープにライトすると共に、
   磁気テープ上のブロックをリードｊ−るとき当該ブロッ
   クが正常であるが否かを調べ、正常な場合には当該ブロ
   ックの媒体内シーケンス・ブロック番号を記憶するよう
   になった磁気テープのアクセス方法において、 （−ｒ）上記磁気テープ上のリード・ブロックが正常で
   ないと認識した場合には、終端であると認識される壕で
   リード・コマンドを発行すると共に、リード・コマンド
   の発行回数を計数する先読み処理を実行し、 移動させるためのＢＡＣＫ　　ＴＯＩＢＧコマンドを、
   上記（イ）におけるリード・コマンド発行回数に数値”
   　３　”　’に加えた回数以上発行し、しかる後にリー
   ドΦブロックの媒体内シーケンス・ブロック番号が上記
   記憶されている媒体内シーケンスφブロック番号と等し
   くなるまでリード・コマンドを発行するところ計り直し
   処理を実行する。 ことを特徴とする磁気テープのアクセス方法。