JPS60230247A - デイスク制御装置 - Google Patents
デイスク制御装置Info
- Publication number
- JPS60230247A JPS60230247A JP59085580A JP8558084A JPS60230247A JP S60230247 A JPS60230247 A JP S60230247A JP 59085580 A JP59085580 A JP 59085580A JP 8558084 A JP8558084 A JP 8558084A JP S60230247 A JPS60230247 A JP S60230247A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- cache
- disk
- cache memory
- memory
- 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.)
- Pending
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
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】
〔発明の技術分野〕
本発明は、パーソナルコンピュータなどの比較的小規模
のコンピュータシステムに適するファームウェア制御方
式のディスク制御装置に関し、特にキャッシュメモリと
先読み制御手段とをそなえることにより高速読出しを可
能にしたディスク制御装置に関する。
のコンピュータシステムに適するファームウェア制御方
式のディスク制御装置に関し、特にキャッシュメモリと
先読み制御手段とをそなえることにより高速読出しを可
能にしたディスク制御装置に関する。
一般のコンピュータシステムでは、ホストがディスク上
の同一領域について書き込み、読み出しを頻繁に行う場
合が少なくない。ホストによるディスク装置のデータ読
み出しの場合、キャッシュメモリが使用されているシス
テムでは、まずキャッシュメモリ内に対象データが存在
するか否かを調べ、キャッシュメモリ内に対象データが
存在しているならばそれを読み出してホストへ転送し。
の同一領域について書き込み、読み出しを頻繁に行う場
合が少なくない。ホストによるディスク装置のデータ読
み出しの場合、キャッシュメモリが使用されているシス
テムでは、まずキャッシュメモリ内に対象データが存在
するか否かを調べ、キャッシュメモリ内に対象データが
存在しているならばそれを読み出してホストへ転送し。
キャッシュメモリ上に存在しない場合にディスクからデ
ータを読み出す。これにより、ディスク装置に対する平
均的なアクセス時間を短縮することが可能となる。
ータを読み出す。これにより、ディスク装置に対する平
均的なアクセス時間を短縮することが可能となる。
従来の大型コンピュータやミニコンピユータでは、入出
力処理を高速化するため、上記したキャッシュメモリを
もつディスク制御装置を使用する場合が多い。この際、
キャッシュメモリとしては大容量のメモリを使用し、入
出力要求があると。
力処理を高速化するため、上記したキャッシュメモリを
もつディスク制御装置を使用する場合が多い。この際、
キャッシュメモリとしては大容量のメモリを使用し、入
出力要求があると。
対象データを含むディスク上の１トランク分のデータを
単位にして読み出しあるいは書き込みを行う方法が一般
にとられている。
単位にして読み出しあるいは書き込みを行う方法が一般
にとられている。
しかし、パーソナルコンピュータのような小規模のコン
ピュータシステムでは、使用されるディスク制御装置の
ローカルメモリの容量も制約され。
ピュータシステムでは、使用されるディスク制御装置の
ローカルメモリの容量も制約され。
通常は数十キロバイト程度である。他方、ディスク装置
の記憶容量は数十メガバイト以上あるのが普通であるか
ら、その比率は１：１０００に、もなり。
の記憶容量は数十メガバイト以上あるのが普通であるか
ら、その比率は１：１０００に、もなり。
もしもこのローカルメモリをキャッシュメモリとして利
用したならば、キャッシュメモリ内にアクセス対象デー
タが存在する確率は小さいものとなって、特別な管理方
法をとらない限りキャッシュメモリの効率は低く、：高
速アクセス性を実現することは困難となる。
用したならば、キャッシュメモリ内にアクセス対象デー
タが存在する確率は小さいものとなって、特別な管理方
法をとらない限りキャッシュメモリの効率は低く、：高
速アクセス性を実現することは困難となる。
本発明の目的は、パーソナルコンピュータ等の小規模な
コンピュータシステムにおいて、ディスク制御装置内の
小容量ローカルメモリを用いて効率的なキャッシュメモ
リを実現することにあり。
コンピュータシステムにおいて、ディスク制御装置内の
小容量ローカルメモリを用いて効率的なキャッシュメモ
リを実現することにあり。
そのための構成として、ローカルプロセッサおよびロー
カルメモリを有するファームウェア制御のディスク制御
装置であって、ローカルメモリをディスク装置のデータ
を一時的に保管するキヤ・ノシュメモリとして使用し、
ホストからディスク装置へのデータ読み出し要求に対し
て、ディスク上における該要求されたデータが位置する
単位領域とともに予め定められた条件にしたがって該単
位領域に続く単位領域のデータを同時に読み出して上記
キャッシュメモリに保管する先読みをファームウェア制
御により行うことを特徴とするものである。
カルメモリを有するファームウェア制御のディスク制御
装置であって、ローカルメモリをディスク装置のデータ
を一時的に保管するキヤ・ノシュメモリとして使用し、
ホストからディスク装置へのデータ読み出し要求に対し
て、ディスク上における該要求されたデータが位置する
単位領域とともに予め定められた条件にしたがって該単
位領域に続く単位領域のデータを同時に読み出して上記
キャッシュメモリに保管する先読みをファームウェア制
御により行うことを特徴とするものである。
以下に９本発明の詳細を実施例にしたがって説明する。
第１図は９本発明の１実施例システムの構成図であり、
１はホストプロセッサ、２は主記憶装置。
１はホストプロセッサ、２は主記憶装置。
３はホストバス、４はディスク制御装置、５はホストイ
ンタフェース、６はローカルバスセ・７す。
ンタフェース、６はローカルバスセ・７す。
７はローカルバス、８はローカルメモリ、９はキャッシ
ュメモリ、１０はキャッシュ管理テーブル。
ュメモリ、１０はキャッシュ管理テーブル。
１１はワーク域、１２はファームプログラム、１３はデ
ィスクインタフェース、１４はディスクドライブ、１５
はディスク、１６はトラック、１７はセクタを表してい
る。
ィスクインタフェース、１４はディスクドライブ、１５
はディスク、１６はトラック、１７はセクタを表してい
る。
キャッシュメモリ９は、ローカルメモリ８内に設けられ
ており、連続するｎ個の単位からなるキャッシュの１単
位はディスクの８セクタ分のデータを蓄えることができ
る。
ており、連続するｎ個の単位からなるキャッシュの１単
位はディスクの８セクタ分のデータを蓄えることができ
る。
第２図はキャッシュメモリ９の構成を示したもので、ｎ
個の各キャッシュ単位には、＃１から＃ｎまでの番号が
付されている。
個の各キャッシュ単位には、＃１から＃ｎまでの番号が
付されている。
各キャッシュ単位には、接続されているディスクのｍユ
ニット、ｌセクタ、ｉヘッドの０〜７セクタまたは８〜
１５セクタのデータが蓄えられる。
ニット、ｌセクタ、ｉヘッドの０〜７セクタまたは８〜
１５セクタのデータが蓄えられる。
各キャッシュ単位に蓄えられているデータが、ディスク
１５のどのトラックのどの領域（たとえばシリンダ、ヘ
ッド、セクタ）のものであるかをアドレス指示するため
、同じローカルメモリ内にキャッシュ管理テーブル１０
が設けられている。
１５のどのトラックのどの領域（たとえばシリンダ、ヘ
ッド、セクタ）のものであるかをアドレス指示するため
、同じローカルメモリ内にキャッシュ管理テーブル１０
が設けられている。
第３図は、キャッシュ管理テーブル１０の構成を示した
もので、第２図に示したキ、ヤソシュ単位＃１乃至＃ｎ
に対応させてｎ個の管理状態情報区分が設けられている
。各管理状態情報区分には。
もので、第２図に示したキ、ヤソシュ単位＃１乃至＃ｎ
に対応させてｎ個の管理状態情報区分が設けられている
。各管理状態情報区分には。
使用順番リンク（ポインタ）、ディスクドライブのユニ
ット番号、シリンダ番号、ヘッド番号、先頭セクタ番号
、使用状態フラグ、該当キャッシュ単位の先頭アドレス
が設定される。
ット番号、シリンダ番号、ヘッド番号、先頭セクタ番号
、使用状態フラグ、該当キャッシュ単位の先頭アドレス
が設定される。
先頭セクタ番号は、たとえばそのキャッシュ単位にＯ〜
７セクタのデータが保管されていれば０”にセットされ
、また８〜１５セクタのデータが保管されていれば、“
８″にセントされる。
７セクタのデータが保管されていれば０”にセットされ
、また８〜１５セクタのデータが保管されていれば、“
８″にセントされる。
使用状態フラグは、対応するキャッシュ単位内にデータ
が保管されているか否かを示す８ビツトのフラグで、８
ビツトのうちの１つのビットが１つのセクタ分のデータ
に対応している。すなわち。
が保管されているか否かを示す８ビツトのフラグで、８
ビツトのうちの１つのビットが１つのセクタ分のデータ
に対応している。すなわち。
対応するセクタめデータが保管されているビットのみが
１”にセットされる。
１”にセットされる。
該当キャッシュ単位の先頭アドレスは、そのキャッシュ
管理テーブルが管理しているキャッシュ単位の先頭のメ
モリアドレスを示す。
管理テーブルが管理しているキャッシュ単位の先頭のメ
モリアドレスを示す。
使用順番リンクは、該当するキャッシュ単位と他のキャ
ッシュ単位との間の使用した順番関係を示し、キヤ・７
シ工使用時に空きキャッシュ単位が存在していない場合
、このリンクを用いて最も古いキャッシュ単位を見出し
、そのデータを破壊して新しい要求元へ割り付ける。
ッシュ単位との間の使用した順番関係を示し、キヤ・７
シ工使用時に空きキャッシュ単位が存在していない場合
、このリンクを用いて最も古いキャッシュ単位を見出し
、そのデータを破壊して新しい要求元へ割り付ける。
上土ヱ之王宣且
キャッシュメモリ９の管理は、全てキャッシュ管理テー
ブル１０を用いてファームウェア制御により行われる。
ブル１０を用いてファームウェア制御により行われる。
ローカルプロセッサ６はホストプロセッサ１からのデー
タ書き込み／読み出し要求を受けると。
タ書き込み／読み出し要求を受けると。
その要求データをｎ回に分割して処理する。分割した１
回分の処理は１トランク（１６セクタ）分のデータを最
大とする。これは、大量のデータのアクセス要求により
、多数のキャッシュデータが破壊されるのを抑制するた
めに行われる。
回分の処理は１トランク（１６セクタ）分のデータを最
大とする。これは、大量のデータのアクセス要求により
、多数のキャッシュデータが破壊されるのを抑制するた
めに行われる。
データ書き込みの場合は次のとおりである。
（ａｌ 分割した１回分の処理内容を解析する。
（ｂ） 各キャッシュ単位中に該当アドレス（ユニット
、シリンダ、ヘッド、セクタ）のデータがあるか否か調
査する。
、シリンダ、ヘッド、セクタ）のデータがあるか否か調
査する。
（ｃｌ ｉ ）あった場合はそれを使用するキャッシュ
単位とする。
単位とする。
１１）なかった場合は使用順番の１番古いキャッシュ単
位をさがしてそのデータを破壊して。
位をさがしてそのデータを破壊して。
それを使用する（ただし分割処理中すなわちポストから
の１回の要求に対しては同一のキャッシュ単位を使用す
る）。
の１回の要求に対しては同一のキャッシュ単位を使用す
る）。
（ｄ） そのキャッシュ単位にデータをホストから転送
する。。
する。。
（ｅ） ディスクにデータを書き込む。
（ｆｌ （ｅｌの動作が正常に終了したが否かを調査す
る。
る。
エラーが発生した場合にはエラー処理へとぶ。
（ｇｌ 使用したキャッシュ単位の使用状態フラグをセ
ントする。
ントする。
（ｈｌ 今回の処理でホスト要求に対して全て終了した
かを調査し、終了していない場合は（ａ）にとぶ。
かを調査し、終了していない場合は（ａ）にとぶ。
（１１使用したキャッシュ単位の使用順番のリンクをチ
ェーン端子“一番新しい”へリンクする。
ェーン端子“一番新しい”へリンクする。
（Ｊｌ 終了情報をホストへ返す。
また、読み出しの場合は次の通りである。
（ａ） 分割した１回分の処理内容を解析する。
（ｂｌ 各キャッシュ単位中に該当アドレスのデータが
あるか８周査する。
あるか８周査する。
（ｃ） ｉ ）あった場合次の処理へ。
ｉｉ ）なかった場合、使用順番の一番古いものをさが
して、そのデータを破壊してそれを使用し、ディスクか
らそのキャッシュ単位へデータを読み出す。その際、後
述される先読みが必要かどうかを判定し、必要な場合は
先読みを行う。つぎにディスクアクセスが正常に終了し
たか否かを調査して、エラーが発生した場合はエラー処
理へとぶ。
して、そのデータを破壊してそれを使用し、ディスクか
らそのキャッシュ単位へデータを読み出す。その際、後
述される先読みが必要かどうかを判定し、必要な場合は
先読みを行う。つぎにディスクアクセスが正常に終了し
たか否かを調査して、エラーが発生した場合はエラー処
理へとぶ。
（ｄｌ キャッシュ単位のデータをホストへ転送する。
（１１） 使用したキャッシュ単位の使用状態フラグを
セントする。
セントする。
（ｆ） 今回の処理でホストの要求に対して全て終了し
たか否かを調査し、終了していない場合（ａ）にとぶ。
たか否かを調査し、終了していない場合（ａ）にとぶ。
（幻 使用したキャッシュ単位の使用順番リンクをチェ
ーン端子５一番新しい”へリンクする。
ーン端子５一番新しい”へリンクする。
以上のような処理をデータの書き込み／読み出しについ
て行うと、ホストからの１回のアクセスに対して要求さ
れたデータバイト数が多量であっても２分割処理を行い
１回のアクセスで使用するキャッシュ単位は最大２つで
あるため、１回のアクセスでは多量のキャッシュ単位を
破壊しないのでキャッシュの容量が少ない場合有効であ
る。
て行うと、ホストからの１回のアクセスに対して要求さ
れたデータバイト数が多量であっても２分割処理を行い
１回のアクセスで使用するキャッシュ単位は最大２つで
あるため、１回のアクセスでは多量のキャッシュ単位を
破壊しないのでキャッシュの容量が少ない場合有効であ
る。
キヤ・・シュの
キャッシュの使用頻度管理は、キャッシュ管理テーブル
の使用順番リンクにより行っている。第４図に例示され
ているように、ローカルメモリ中のワーク域にキャッシ
ュの先頭、最終を示すリンク情報が作成されており、こ
れらとキャッシュ管理テーブル中の使用順番リンク情報
はアドレス情報すなわちワーク中のキャッシュ単位の先
頭情報には、キャッシュ管理テーブル中の一番新しいリ
ンクされたキャッシュ管理テーブル情報区分のアドレス
が書かれていて、またその情報区分の使用順番リンクに
は１次に新しい情報区分のアドレスが書かれている。こ
の状態が最終情報までつづいている。
の使用順番リンクにより行っている。第４図に例示され
ているように、ローカルメモリ中のワーク域にキャッシ
ュの先頭、最終を示すリンク情報が作成されており、こ
れらとキャッシュ管理テーブル中の使用順番リンク情報
はアドレス情報すなわちワーク中のキャッシュ単位の先
頭情報には、キャッシュ管理テーブル中の一番新しいリ
ンクされたキャッシュ管理テーブル情報区分のアドレス
が書かれていて、またその情報区分の使用順番リンクに
は１次に新しい情報区分のアドレスが書かれている。こ
の状態が最終情報までつづいている。
第４図に示した例は、最初にキャッシュ単位＃１乃至＃
ｎがその順に順次使用され３次のｆｉ＋１番目のキャッ
シュ使用要求の発生により、最も古いキャッシュ単位＃
ｌのデータを破壊して新しいデータを蓄えた状態を表し
ている。
ｎがその順に順次使用され３次のｆｉ＋１番目のキャッ
シュ使用要求の発生により、最も古いキャッシュ単位＃
ｌのデータを破壊して新しいデータを蓄えた状態を表し
ている。
ディスクの書き込み／読み出しを行う場合使用するキャ
ッシュ単位は、上のリンク状態をたどって、一番古いキ
ャッシュ単位を使用し、そして使用後はそのキャッシュ
単位を一番新しくアクセスしたもののところにリンクし
なおす。
ッシュ単位は、上のリンク状態をたどって、一番古いキ
ャッシュ単位を使用し、そして使用後はそのキャッシュ
単位を一番新しくアクセスしたもののところにリンクし
なおす。
宏■立
先読みとは、「ホストからのデータ読み出し要求外の要
求データを含むセクタに連続したセクタのデータをキャ
ッシュメモリまで読み出すこと」をいう。実際のホスト
からのデータ要求は、連続した領域へのアクセスをくり
返すことが多いため。
求データを含むセクタに連続したセクタのデータをキャ
ッシュメモリまで読み出すこと」をいう。実際のホスト
からのデータ要求は、連続した領域へのアクセスをくり
返すことが多いため。
先読みを行っておくと、ホストからの次のアクセスにお
いてキャッシュのデータを使用できるため。
いてキャッシュのデータを使用できるため。
時間短縮となる。
また次に示すような先読みを行うか否かの判断はファー
ムウェアで行っている。
ムウェアで行っている。
（ａ）１回のディスクへのアクセスは１トラック分とし
２分割した最後の処理以外は先読みを行わない。
２分割した最後の処理以外は先読みを行わない。
Ｔｂ） 最後の処理のアクセスの場合、ホストからの要
求データ領域と連続していて、そして使用しているキャ
ッシュ単位に入れられる最後のセクタまで行う。
求データ領域と連続していて、そして使用しているキャ
ッシュ単位に入れられる最後のセクタまで行う。
例として第５図に示すように、ホストより、あるシリン
ダ、ヘッドの２〜３セクタのアクセス要求があった場合
には、同一シリンダ、ヘッドの４〜７セクタについて先
読みを行う。この際、先行するセクタ１は読まない。こ
のように使用しているキャッシュ単位内のみで先読みを
行うのは、シリンダ、ヘッドを変えるとシークおよびセ
クタサーチの時間がかかるためである。
ダ、ヘッドの２〜３セクタのアクセス要求があった場合
には、同一シリンダ、ヘッドの４〜７セクタについて先
読みを行う。この際、先行するセクタ１は読まない。こ
のように使用しているキャッシュ単位内のみで先読みを
行うのは、シリンダ、ヘッドを変えるとシークおよびセ
クタサーチの時間がかかるためである。
き入み／゛、み し 乍
実際の動作については、前述した“キャッシュ管理”の
項に示されている。動作の特長としては以下のとおりで
ある。
項に示されている。動作の特長としては以下のとおりで
ある。
■） 書き込みにおいてもデータをキャッシュに保持す
る。この場合キャッシュに該当データがある場合は要求
されたセクタ分のみを書き替え、同一内容の書き替えな
いデータはそのまま保持する。
る。この場合キャッシュに該当データがある場合は要求
されたセクタ分のみを書き替え、同一内容の書き替えな
いデータはそのまま保持する。
２） ホストから多量なデータ書き込み要求があっても
９分割処理を行い最大２単位分のキャッシュのデータし
か破壊しない。読み出し要求に対しても同様である。
９分割処理を行い最大２単位分のキャッシュのデータし
か破壊しない。読み出し要求に対しても同様である。
３） 読み出しにおいて、必要な場合先読みを行う。
以上のように２本発明によれば、小規模なコンピュータ
システムにおける小容量のローカルメモリをもつディス
ク制御装置において、比較的効率のよいキャッシュメモ
リを実現することができ。
システムにおける小容量のローカルメモリをもつディス
ク制御装置において、比較的効率のよいキャッシュメモ
リを実現することができ。
ディスクに対するアクセス要求の処理を、従来にくらべ
て大幅に高速化することができる。
て大幅に高速化することができる。
第１図は本発明の１実施例システムの構成図。
第２図はキャッシュメモリの構成図、第３図はキャッシ
ュ管理テーブルの構成図、第４図は使用順番リンクの説
明図、第５図は先読みの説明図である。 図中、１はホストプロセッサ、４はディスク制御装置、
５はホストインタフェース、６はローカルフロセッサ、
７はローカルバス、８はローカルメモリ、９はキャッシ
ュメモリ、１０はキャッシュ管理テーブル、１１はワー
ク域、１２はファームプログラム、１３はディスクイン
タフェース。 １４はディスクドライブ、１５はディスク、１６はトラ
ンク、１７はセクタを表す。 特許出願人 バナファコム株式会社
ュ管理テーブルの構成図、第４図は使用順番リンクの説
明図、第５図は先読みの説明図である。 図中、１はホストプロセッサ、４はディスク制御装置、
５はホストインタフェース、６はローカルフロセッサ、
７はローカルバス、８はローカルメモリ、９はキャッシ
ュメモリ、１０はキャッシュ管理テーブル、１１はワー
ク域、１２はファームプログラム、１３はディスクイン
タフェース。 １４はディスクドライブ、１５はディスク、１６はトラ
ンク、１７はセクタを表す。 特許出願人 バナファコム株式会社
Claims (1)
- （１） ローカルプロセッサおよびローカルメモリを有
するファームウェア制御のディスク制御装置であって、
ローカルメモリをディスク装置のデータを一時的に保管
するキャッシュメモリとして使用し、ホストからディス
ク装置へのデータ読み出し要求に対して、ディスク上に
おける該要求されたデータが位置する単位領域とともに
予め定められた条件にしたがって該単位領域に続く単位
領域のデータを同時に読み出して上記キャッシュメモリ
に保管する先読みをファームウェア制御により行うこと
を特徴とするディスク制御装置。 （２、特許請求の範囲第１項において、ディスク装置に
データ書き込みを行う場合もキャッシュメモリへデータ
を保持してキャッシュ管理を行い、次回のホストプロセ
ッサ読み出し要求にそなえ、またディスク装置への多量
のデータの書き込み／読み出し要求がホストプロセッサ
からあった場合、ディスク制御装置にて内部処理を複数
回に分割し、その複数回の処理を同一キャッシュ領域を
使用して行い、使用頻度が高いキャッシュメモリを含む
多量のキャッシュメモリの内容が破壊されるのをふせぎ
、さらにホストプロセッサからの読み出し要求の際該読
み出し要求領域に連続し、かつその領域と同一のキャッ
シュ単位に入る所定数のセクタのデータを内部処理とし
てキャッシュメモリまで読み出すことにより、次回のホ
ストプロセッサからの読み出し要求にそなえ、そしてキ
ャッシュメモリを基本単位ごとに使用頻度管理を行い、
ホストプロセッサからのディスク装置アクセスに使用す
るキャッシュメモリは使用頻度の少ないものからとし、
使用頻度の多いキャッシュメモリの内容は破壊されない
ようにしまたホストプロセッサからキャッシュメモリの
特定の一部の内容を永久に破壊しないように指定可能に
することを特徴とするディスク制御装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59085580A JPS60230247A (ja) | 1984-04-27 | 1984-04-27 | デイスク制御装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59085580A JPS60230247A (ja) | 1984-04-27 | 1984-04-27 | デイスク制御装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS60230247A true JPS60230247A (ja) | 1985-11-15 |
Family
ID=13862745
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP59085580A Pending JPS60230247A (ja) | 1984-04-27 | 1984-04-27 | デイスク制御装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS60230247A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS63204448A (ja) * | 1987-02-13 | 1988-08-24 | インターナシヨナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーシヨン | データ処理装置 |
| JPH076109A (ja) * | 1993-03-22 | 1995-01-10 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | Ｓｎｍｐ装置のメッセージ・フローを減少させる方法 |
Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5724083A (en) * | 1980-07-17 | 1982-02-08 | Nec Corp | Buffer memory |
| JPS57172457A (en) * | 1981-04-17 | 1982-10-23 | Hitachi Ltd | Secondary storage controller |
| JPS5750750B2 (ja) * | 1978-08-29 | 1982-10-28 |
-
1984
- 1984-04-27 JP JP59085580A patent/JPS60230247A/ja active Pending
Patent Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5750750B2 (ja) * | 1978-08-29 | 1982-10-28 | ||
| JPS5724083A (en) * | 1980-07-17 | 1982-02-08 | Nec Corp | Buffer memory |
| JPS57172457A (en) * | 1981-04-17 | 1982-10-23 | Hitachi Ltd | Secondary storage controller |
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|---|---|---|---|---|
| JPS63204448A (ja) * | 1987-02-13 | 1988-08-24 | インターナシヨナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーシヨン | データ処理装置 |
| JPH076109A (ja) * | 1993-03-22 | 1995-01-10 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | Ｓｎｍｐ装置のメッセージ・フローを減少させる方法 |
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