JPS62167677A - 磁気デイスクサブシステムのアクチユエ−タ制御方法 - 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】 〔発明の利用分野〕 本発明は磁気ディスクサブシステムのアクチュエータ制
御方法に係シ、特にデータｉｎ重書きする磁気ディスク
装置において、高速にデータの書き込み・読み出しを行
なうのに好適な磁気ディスクサブシステムのアクチュエ
ータ制御方法に関する。

〔発明の背景〕

従来の磁気ディスクサブシステムにおいては、記録した
データを確実に保全するため、特開昭５−１３５９５５
号公報に開示されている様に、データを２重書き（一般
には％　ｎ重書き）する事が行なわれている。

従来のｎ重書きについて、２重書きを例にして、第ｉｏ
図（ａ）、（ｂ）及び第１１図を用いて説明する。第ｉ
。

図（ａ）、　（ｂ）に示す様に、円板Ａ、Ｂは第Ｏシリ
ンダｌから第１０００シリンダ２まで１００１本のシリ
ンダを備えている。そして、円板Ａ、Ｂをアクセスする
各ヘッド３ａ、３ｂは１図示する様に、通常第Ｏシリン
ダ１上に位置する様に構成され、書き込みと読み出し時
には、ヘッド３ａ、３ｂが同じ様にシークする構成とな
っていた。即ち、第１１図に示す様に、時刻ｔ１におい
て１回目のシーク命令がＣＰＵから出力されると、円板
Ａ、Ｂのヘッド３ａ、　３ｂがそれぞれ時刻ｔ２．ｔ’
、でシークを開始し、時刻ｔ３゜ｔ′３においてシーク
を完了する。次に、時刻”４１　ｔ′４において円板Ａ
、Ｂの誉き込み又は読み出しの処理を開始し、時刻１５
．１５において終了する。そして、書き込み又は読み出
しの終了後、円板Ａ、　Ｂの各ヘッド３ａ、３ｂは１回
目のシーク命令でシークした位置に待機し、２回目のシ
ーク命令を待つという方式であった。

従って、従来のｎ重書きする磁気ディスク装置において
は、アクセスタイムを短縮する配慮は特になされていな
かった。

〔発明の目的〕

本発明は上記した従来技術の問題点に鑑みなされたもの
で、アクセスタイムを短縮させたｎ重書き可能な磁気デ
ィスクサブシステムのアクチュエータ制御方法を提供す
る事を目的としている。

〔発明の概要〕

本発明の磁気ディスクサブシステムのアクチュエータ制
御方法は、制御部とアクチュエータを備えたｎ台のドラ
イブ装置から成るｎ重書き可能な磁気ディスクサブシス
テムに適用されるものであシ、円板上に形成されたシリ
ンダ群をｎ個のシリンダ群に分割し、各ドライブ装置の
アクチュエータに設けられたヘッドを上記ｎ分割したそ
れぞれのシリンダ群内の所定位置を出発点としてシーク
動作させることを特徴としている。

〔発明の実施例〕

以下、添付の図面に示す実施例によシ、更に詳細に本発
明について説明する。

第２図は本発明を適用する磁気ディスクサツシステムを
示すブロック図である。図示する様に、磁気ディスクサ
ブシステム１０は、２台のドライブ装置１１ａ、ｌｌｂ
と１台の制御部１２から構成され、この磁気ディスクサ
ブシステム１０はＣＰＵ２０に接続されている。２台の
ドライブ装置１１ａ、ｌｌｂは、それぞれヘッド３ａ、
３ｂを移動させるアクチュエータを備えている。ドライ
ブ装置１１ａのヘッド３ａは、第１図（ａ）に示す様に
、円板Ａの第２５０シリンダ４上に待機する様に形成さ
れ、ドライブ装置１１ｂのヘッド３ｂは、第１図（ｂ）
に示す様に、円板Ｂの第７５０シリンダ５上に待機する
様に形成されている。

即ち、円板Ａ、Ｂの全シリ゛１ンダを半分に分割し、か
つ分割したシリンダ群の中央にヘッド３ａ、　３ｂを待
機させる様に構成したものである。

次に、第３図と第４図に示すタイムチャートを用いて、
ヘッド３ａ、３ｂの書込処理時のシーク動作について説
明する。第３図は書き込みの場合のタイムチャートであ
る。図示する様に、　ＣＰＵ２０から書込命令が出力さ
れると、制御部１２はシーク命Ａゾ二山→ｑ−！−１Ｌ
中；ちノイ汁私１１−＊ｖＬ＋−ト１丑１１−一り命令
によシ各アクチュエータを駆動してヘッド３ａ、３ｂを
それぞれシークさせ、書き込みを行なう。ヘッド３ａ、
３ｂの書き込みが完了すると、コマンド完了信号がＣＰ
Ｕ　２０に出力される。以上の動作において、ヘッド３
ａ、３ｂが、例えば第３００シリンダにシークすると仮
定する。この場合、ヘッド３ａは、第２５０シリンダの
位置から第３００シリンダの位置までωシリンダ分移動
するだけでよい。他方、ヘッド３ｂは、第７５０シリン
ダの位置から第３００シリンダの位置まで４５０シリン
ダ分移動する必要がある。従って、図示する様に、ヘッ
ド３ａの方が早くシークと書き込みを完了し、コマンド
完了信号が出力される。ＣＰＵ２０は、コマンド完了信
号（ドライブ装置１１ａ、ｌｌｂのいずれか一方のもの
で良い）を受領すると、他の処理に移ることが可能とな
）、システムの効率化を図ることが可能になる。

第４図はヘッド３ａ、３ｂのシークが完了した後、所定
時間Ｔ経過してもＣＰＵ２０から次のシーク命令−Ａｔ
　１４−１　＋１者君也嶺、侑Δ　ｊノ、讃νシも↓Δ
左ｎエフこれによって、制御部１２はヘッド３ａ、３ｂ
に対して、待機位置（第７５０シリンダ位置と第２５０
シリンダ位置）へのシーク命令を出力する。従って、ヘ
ッド３ａ、３ｂは上記待機位置にシークし、次のシーク
が迅速に行なわれる様に待機する。

尚、第３図及び第４図は、　ＣＰＵ２０から書込指令が
出力された場合について説明したが、読出指令が出力さ
れた場合にも同様の処理が実行される。

ただし、読出指令の場合には、円板Ａ、Ｂのいずれか一
方からデータの読み出しを行なえば良いため、ヘッド３
ａ、３ｂがシークするシリンダ数を求めて、シーク量の
少ない方のヘッドだけをシークさせる処理を行なう。従
って、読出命令の場合にも、高速処理を行なうことがで
きる。

次に、第５図から第９図に示すフローチャートを用いて
、更に具体的に説明する。第５図は本発明の磁気ディス
クサブシステムのアクチュエータ制御方法の一実施例の
概略を示すフローチャートである。図示する様に、ステ
ップＳ１においてシステムを立上げ、ステップＳ２にお
いてフラグＳを′０″にする。７ラグＳは、ドライブ装
置１１　ａのヘッド３ａが第２５０シリンダ４に位置し
、かつドライブ装置１１ｂのヘッド３ｂが第７５０シリ
ンダ５に位置するときに限って′１”となシ、他の場合
は１０”となるフラグである。次に、ステップＳ３にお
いて、　ＣＰＵ２０から命令が入力されたか否かが判定
される。この判定がノーの場合には、ステップＳ６にお
いてシーク用のタイマが所定時間Ｔを経過したとき、ヘ
ッド３ａ、３ｂを前記待機位置（第２５０シリンダ４と
第７５０シリンダ５の位置）にシークする処理を行ない
、ステップＳ６で７ラグＳを”１’Ｋｆる。ステップＳ
３でイエスと判定された場合には、ステップＳ４におい
て当該命令が書込命令等のシークを含む命令か否かが判
定される。

シークを含まない命令（ノー）と判定された場合には、
ステップＳ５で待機位置ヘシークさせ、ステップＳ６で
７ラグＳｅ”ｌ”にする処理を行なう。

ステップＳ４でシークを含む命令（イエス）と判定され
た場合には、ステップＳ７において、シーク用のタイマ
を停止させる。続いて、ステップ８８゜ｓｉｏにおいて
、書込命令が続出命令かを判定し、書込命令の場合には
ステップＳ９で書込処理を行ない、読出命令の場合には
ステップ８１１で続出処理を行なう。続いて、ステップ
８１２においてシーク用のタイマをスタートさせ、ステ
ップ８１３においてフラグＳｔ−“Ｏ”にする。

以上の説明から明らかな様に、書込処理又は読出処理が
終了した時点でシーク用のタイマをスタートさせ、ＣＰ
Ｕ２０からシークを含む命令が所定時間Ｔの聞出力され
ない場合に、ヘッド３ａ、３ｂは待機位置ヘシークされ
る。

次に、第５図中に示すステップＳ５のタイマ判定／シー
ク処理について、第６図に示すフローチャートを用いて
説明する。図示する様に、ステップ５１において、フラ
グＳが＠１＃かａ□＃かを判定し、１１１１の場合（イ
エス）にはヘッド３ａ、３ｂは共に待機位置にあるため
、そのままの状態で処理が終了する。ステップ５１にお
いて、ｌＯｎと判定された場合（ノー）には、ステップ
５２においてシーク用のタイマが所定時間Ｔを経過した
か否か判定する。所定時間Ｔを経過していない場合（ノ
ー）には、ヘッド３ａ、３ｂを待機位置にもどす必要が
ないため、そのままの状態で処理が終了する。所定時間
Ｔを経過している場合（イエス）には、ステップ５３に
おいて制御部臣をＢＵＯＹとし、　ＣＰＵ２０が制御部
１２へ命令を出力しない様にする。次にステップ５４に
おいてシーク用のタイマを停止し、ステップ団、５６に
おいてヘッド３ａ、３ｂを待機位置ヘシークさせるシー
ク命令を出力する。そして、ステップ５７．５８におい
て３ａ、３ｂのシークが終了したか否かを判定し、完了
した場合にはステップ５９においてフラグＳを１１′と
する。次に、ステップ６０において、制御部１２のＢＵ
ＳＹを解除する。

次に、第５図に示すステップＳ９の書込処理について、
第７図、第８図に示すフローチャートを用いて説明する
。第７図は、制御部１２が円板Ａ。

Ｂに書き込まれるデータを一時記憶するメモリを備えて
いる場合のフローチャートであシ、第８図は上記メモリ
を備えていない場合の処理を示すフローチャートである
。第７図、第８図に示す様に、書込処理は２つの円板Ａ
、Ｂ（第１図参照）について実行される。先ず、第７図
に示すフローチャートに従って説明する。

第７図に示す様に、ステップ９１において制御部１２を
ＢＵＯＹとする。次に、ステップ９２．９３において、
ＣＰＵ２０はヘッド３ａ、３ｂのシーク命令を発行し、
次にステップ９４において、ＣＰＵ２０から出力される
書き込み用のデータが制御部１２内のメモリに記憶され
る。続いて、ステップ９５において、ステップ９１〜９
４までの処理にエラーが発生したか否かを判定し、エラ
ーが発生したと判定された場合（イエス）には、ステッ
プ９６で所定のエラー処理を行なって終了する。エラー
が発生していないと判定された場合（ノー）には、ステ
ップ貿においてＣＰ　Ｕ　２０ヘコマンド完了信号を出
力する。このコマンド完了信号はシーク命令と書き込み
用のデータの受領完了を示すものである。

次に、ステップ９８において、シークする目標シリンダ
が第５００シリンダを越えているか否かを判定する。第
５００シリンダを越えていない場合（イエス）には、ヘ
ッド３ａの方が早く目標シリンダヘシーク可能なため、
先ずステップ１０３でヘッド３ａのシーク完了を確認し
、ステップ１０４で円板Ａに曹き込む。次に、ステップ
１０５でヘッド３ｂのシーク完了を確認し、ステップ１
０６で円板Ｂにブータラ書キ込む。ステップ郭において
、目標シリンダが第５００シリンダを越えると判定され
た場合（イエス）には、ヘッド３ｂの方が早く目標シリ
ンダにシークするため、先ずヘッド３ｂについてシーク
完了の確認と円板Ｂへの書き込みを行ない（ステップ９
９．　１００　）、続いてヘッド３ａについて同じ処理
を実行する（ステップ１０１　、１０２　）。次に、ス
テップ１０７において、制御部１２のＢＵＯＹを解除し
て終了する。

第８図は、第７図と同様に書込処理（第５図のステップ
８９）の他の例を示すフローチャートであシ、制御部１
２が書き込まれるデータを一時記憶するメモリを備えて
いない場合のものである。この場合には、図示する様に
、ヘッド３ａ、３ｂのシーク命令の後、目標シリンダが
第５００シリンダを越えているか否かを判定し、越えて
いない場合にはヘッド３ａに対する書込処理、越えてい
る場合にはヘッド３ｂの書込処理を先に行なう。この場
合、制御部１２が書き込み用のデータを一時記憶するメ
モリ全備えていないため、ステップ９１’、　９９’に
示す様に、ＣＰＵ２０からドライブ装置１１ａ、ｌｌｂ
へ書き込み用のデータを送シ、書込処理が行なわれる。

ステップ９５’、　　１０３’における書込処理も同様
である。尚、第８図に示すフローチャートでは、書込処
理（ステップ９１’、　９５’、　９９’、　　１０３
’　）の後に、ステップ９２′。

９６’、　　１００’　、　　１０４’においてエラー
発生の検出を行ない、エラーが発生した場合にはステッ
プ９４’、　９８’。

１０２’、　　１０６’においてエラーフラグＥＲＲＩ
、　ＥＲＲ，２を１ｎとし、発生しなかった場合にはス
テップ９３′。

９７’、　　１０１’、　　１０５’においてエラーフ
ラグＥＲ，Ｒ１゜ＥＲＲ２をＩｏ＃とする。そして、ス
テップ１０７′において、エラー７ラグＥＲＲ１，ＥＲ
Ｒ，２がＩピかｆｌＯ”かの判定を行ない、′ビの場合
にはステップ１０８′でエラー処理が行なわれる。

第９図は、第５図のステップ８１１に示す読出処理の一
例を示す７０−チャートである。図示する様に、ステッ
プ１１１において制御部１２をＢＵＳＹとし、ステップ
１１２においてシークする目標シリンダが第５００シリ
ンダを越えているか否かを判定する。第５００シリンダ
を越えていない場合には、ステップ１１３．　１１４．
　１１５において、先ずヘッド３ａによる読み出しを行
なう。ステップ１１６において。

エラーが発生したか否かの判定を行ない、発生していな
い場合には終了する。エラーが発生した場合には、ステ
ップ１１７．　１１８．　１１９において、ヘッド３ｂ
による読み出しを行なう。そして、ステップ１２０にお
いて、エラーが発生したか否かの判定を行ない、発生し
ていない場合には終了する。エラーが発生した場合には
、ステップ１２９でエラー処理を行ない終了する。

ステップ１１２において、目標シリンダが第５００シリ
ンダを越えていると判定された場合には、ステップ１２
１．　１２２．　１２３　　において先ず、ヘッド３ｂ
による読み出しを行ない、ステップ１２４においてエラ
ーが発生したと判定された場合にはステンプ１２５〜１
２８においてヘッド３ａによる読み出しが行なわれる。

以上に説明した様に、データの読出処理は、円板Ａ、Ｂ
のいずれか一方からの読み出しで、エラーが発生しなか
った場合終了する。しかも、目標シリンダの位置に応じ
て、ヘッド３ａ、３ｂのうちのどちらを先に用いて読出
処理するか定めているため、読出処理の高速化を図るこ
とができる。

〔発明の効果〕

以上の説明から明らかな様に、本発明によれば、ｎ重書
きする磁気ディスク装置において、円板上のシリンダ群
を分割し、分割されたシリンダ群の所定位置にヘッドを
待機させるため、アクチュエータの移動量が少なく、ア
クセスタイムを大幅に短縮することが可能になる。

【図面の簡単な説明】

第１図（ａ）、（ｂ）は本発明の一実施例におけるヘッ
ドの待機位置を示す説明図、第２図は本発明を適用する
磁気ディスクサブシステムの一例を示すブロック図、第
３図及び第４図は本発明の一実施例における書込処理に
おけるヘッドシークを説明するためのタイムチャート、
第５図は本発明の一実施例を示すフローチャート、第６
図は第５図に示すタイマ判定／シーク処理の詳細を示す
７０−チャート、第７図及び第８図は第５図に示す書込
処理の詳細を示すフローチャート、第９図は第５図に示
す続出処理の詳細を示すフローチャート、第１０図（ａ
）、（ｂ）は従来技術によるヘッド待機位置を示す説明
図、第１１図は従来技術によるヘッドシークを説明する
ためのタイムチャートである。 １・・・第Ｏシリンダ、２・・・第１０００シリンダ、
３ａ。 ３ｂ・・・ヘッド、４・・・第２５０シリンダ、５・・
・７５０シリンダ、１０・・・磁気ディスクサブシステ
ム、ｌｌａ、ｌｌｂ・・・ドライブ装置、１２・・・制
御部、２０・・・ＣＰＵ、　　Ａ、　Ｂ・・・円板。 代理人　弁理士　秋　本　正　実 第１［７１ （ａ）　　　　　　　　　　　　　　（ｂ）ζ：２１″
″１ 竺３図 第　４　口

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）制御部とアクチュエータを備えたｎ台のドライブ
   装置から成るｎ重書き可能な磁気ディスクサブシステム
   において、円板上に形成されたシリンダ群をｎ個のシリ
   ンダ群に分割し、各ドライブ装置のアクチュエータに設
   けられたヘッドが、上記ｎ分割したそれぞれのシリンダ
   群内の所定位置を出発点としてシークすることを特徴と
   する磁気ディスクサブシステムのアクチュエータ制御方
   法。
2. （２）上記所定位置は、ｎ分割したそれぞれのシリンダ
   群の中央であることを特徴とする特許請求の範囲第（１
   ）項記載の磁気ディスクサブシステムのアクチュエータ
   制御方法。
3. （３）上記シーク動作又は書込処理又は読出処理の終了
   後、所定時間経過してもシーク命令を含む次の命令が出
   力されない場合、ｎ分割したそれぞれのシリンダ群内の
   所定位置へ各ドライブ装置のアクチュエータに設けられ
   たヘッドをシークさせることを特徴とする特許請求の範
   囲第（１）項記載の磁気ディスクサブシステムのアクチ
   ュエータ制御方法。