JPS63214970A - デイスク記憶装置の情報記録方式 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明はディスク装置の情報記録方式に関し、特に１個
のトラックを複数のセクタに等分割して使用する固定長
セクタ方式のディスク装置の情報記録方式に関する。

〔従来の技術〕

従来の固定長セクタ１式（１個のトラックｔ−複数の部
分に等分割して各々を一定長のセクタとし、各セクタに
番地を表わす番号を付与してその番地を指定して情報の
書込み、続出しを行う方式）の１個のトラックを直線に
展開した第２図において、物理セクタ番号２ｚはインデ
ックスパルス２３（１トラツクに１個発生する）の直後
のセクタ２＠ｏ”番目とし、以下順次′″１″ずつ加算
した一連の整数を等分割した各セクタに割当られる。第
２図の例では３２等分しているので物理セクタ番号の最
大値は３１である。−万、ディスク記憶装置の上位制御
装置（以下、上位制御装置と略称する。）はデータ部２
７を論理アドレスで指定する。論理アドレスは第２図の
アドレス部２５（以下、これをＩＤ部と称する。）の中
にディスク記憶装置のフォーマット時（ディスク記憶装
置では使用する最初にディスク面を情報の書込、続出し
が出来るようにするために０２４．アドレス部２５．Ｇ
２６データ部２７を書込む動作を言う。）に書込まれて
いる。

第３図に第２図のアドレス部２５（即ち論理アドレス）
の構成を示す。Ｉ　Ｄ　ＡＭ　３１はＩＤ部の始点を示
す符号（ＡＩ　＋ＦＥ・・・・・・１６進表示）。

Ｃ３２は論理シリンダ番号、Ｈ２Ｓは論理トラック番号
、Ｓ３４は論理セクタ番号を示す。通常論理シリンダ番
号、論理トラック番号はディスク記憶装置の物理的なシ
リンダ番号、ヘッド番号と同じ番号がそれぞれ割当られ
る。論理セクタ番号は物理セクタ番号と一定の規則で対
応して割当られ、ｌトラック１！：３２等分した場合（
即ち物理セクタ番号はＯ〜３１）、Ｏ〜３１の番号をと
る。

上位制御装置がディスク記憶装置のデータ部を複数セク
タに亘夛連硯して処理する場合、同じトラック上のセク
タであれば論理セクタ番号が増力口する順番に論理アド
レスが指定される。

次に連続して処理すべきセクタが、トラック。

７す／ダに亘っている場合、論理アドレスは第４図の矢
印ａ　％　ｋの順に指定され処理される。以下その手順
を説明する。第４図においてヘッド０４８゜ヘッド１４
７はそれぞれ物理的に連結され、ディスク４５．ディス
ク４６上をディスクの回転中心４９方向へシリンダ（デ
ィスクの回転中心４９から一定の半径上の円筒を示し、
たとえばディスク４５上のトラック４１０とディスク４
６上のトラック４１２は同じシリンダ上にある。同様に
トラック４１１はトラック４１３と同じシリンダ上にあ
る。）ｔ−横切って移動し、ディスク記憶装置の位置決
め制御回路によシ目的とするシリンダ上に位置決めされ
る。４１〜４４で示される番号Ｏは論理セクタ番号を示
す。第４図においては説明を簡略化する為、物理セクタ
番号と同じ番号を付与している。

上位制御装置がトラック４１２上の論理セクタ０４３（
矢印ａ）からデータ部の読出しを開始すると、論理セク
タ番号が１．２・・・・・・と増える順にデータ部の読
出し処理が実行され矢印す、矢印Ｃ′ｆｔ：経て論理セ
クタ番号３１へ到達する。論理セクタ番号３１のセクタ
の処理が終了すると、次に論理アドレスは矢印ｄで示さ
れるようにヘッド１４７によシ挽出しが行われるディス
ク４５上のトラック４１０の最小論理セクタ番号（即ち
論理セクタ番号０４１）へ更新（但し論理シリンダ番号
は同じ）されトラック４１０上を論理セクタ番号の増加
順に矢印ｅ、矢印ｆを経て、論理セクタ番号３１迄順に
データ部の読出し処理が実行される。トラック４１０上
の論理セクタ番号３１のセクタの処理が終了する。

さらに連続してセクタのデータ部の読出しｔ−続行する
場合、上位制御装置は論理アドレスを論理クリンダ番号
＋１．論理トラック番号をディスク４６上のヘッド０４
８によシ胱出しが行われるトラック、論理セクタ番号’
ｅ＊小論理セクタ番号（即ち論理セクタ番号０）へ更新
し矢印ｇで示すようにトラック４１３上の論理セクタ番
号０４４のアドレスを指定する。

この場合、シリンダが異なる為上位制御装置はデータの
続出しに先立ちディスク記憶装置に対してヘッド０４８
．ヘッド１４７ｆ：）ラック４１２゜トラック４１０ｔ
−含むシリンダからトラック４１３゜トラック４１１を
含むシリンダへ移動させるシーク命令を発行する。ディ
スク記憶装置はシーク命令によシトラック４１１．）ラ
ック４１３を含むシリンダへの位置決め動作を行−１位
置決め動作が完了すると上位制御装置へ完了を通知する
。上位制御装置は位置決め完了通知を受取ると前記の更
新された論理アドレスがトラック４１３上で読出される
迄待つ。更新された論理アドレスが読出されると、以下
同様に上位制御装置は論理アドレスをトラック４１３上
で論理セクタ番号の増加方向に更新し処理ｆｔ６行する
（矢印り、ｉ）。

次にトラック４１３上の論理セクタ番号３１のセクタの
データ部の読出し処理が終了すると論理アドレスは論理
シリンダ番号はそのまま、論理トラック番号はヘッド１
４７により読出されるディスク４５上のトラック、論理
セクタ番号は最小論理セクタ番号（即ち０）に更新され
る。（矢印ｊで示される。）論理セクタ番号０４２以降
はトラック４１１上で論理セクタ番号の増加順にデータ
部の読出し処理が続行されていく（矢印ｋ）。

〔発明が解決しようとする問題点〕

上述したディスク記憶装置の上位制御装置の論理アドレ
ス指定のもとでは、特に論理アドレスが第４図の矢印ｇ
の如く更新された場合（即ち、シリンダが異なるため隣
接シリンダへのシーク命令が必要となる場合）シーク命
令の完了時間がディスクの１回転に要する時間と異なる
ため、第４図の如き従来技術による情報記碌万式（即ち
トラック４１０．）ラック４１３上で最小論理セクタ番
号（論理セクタ番号Ｏ）のセクタがインデックスパルス
４１５から物理的に同じ位置に配置されている）の場合
、シーク命令の完了通知を上位装置が受取った時点で、
矢にデータの読出処理を行うべき更新された論理アドレ
スのセクタがすでにヘッド０４８の下を通過してしまっ
ているか、るるいは目的のセクタが来る迄に長時間の回
転待ち時間が存在するかのどちらかでトラック４１３上
の論理セクタ番号０４４のセクタから読出し動作を再開
する迄に長時間の回転待ち時間が発生するという欠点が
めった。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明による情報記録方式においては１つのシリンダ上
の最終トラックでの論理セクタ番号０の物理的な位置と
隣接するシリンダ上のトラック番号Ｏ上の論理セクタ番
号０の物理的な位１ｔｔ−異ならせて配列することを特
徴とする。

〔実施例〕

次に本発明について図面を参照して説明する。

第１図は本発明による情報記碌万式の実施例における論
理セクタ番号の物理的配列を示す図である。

第１図においてトラック１１０，１１１はシリンダ番号
Ｏに含まれそれぞれヘッドＯ１９，ヘッド１１８によ）
続出されるトラックである。トラック１１２，１１３は
シリンダ番号１に含まれそれぞれヘッドＯ１９，ヘッド
１１８によシ読出されるトラックである。トラック１１
４，１１５はシリンダ番号２に含まれそれぞれヘッド０
１９゜ヘッド１１８によシ読出されるトラックである。

尚、シリンダ番号３以降に含まれるトラックについては
第１図では省略している。本実施例においてはディスク
記憶装置のディスク１５，１６２＞１１回転する時間は
ｌ（５，５ｍｓである。またシリンダ番号０からシリン
ダ番号１．シリンダ番号ｌからシリンダ番号２のように
隣接シリンダへのシーク命令が上位制御装置から発行さ
れた後、上位制御装置がディスク記憶装置よシ位置決め
完了通知を受取る迄に１ｇｍ５を要する。

本実施例において、上位制御装置がトラック１１１上の
論理セクタ番号０１１６の論理アドレス論理シリンダ番
号、論理トラック番号は本実施例では物理的シリンダ番
号、物理的ヘッド番号とそれぞれ等しく０．１で論理セ
クタ番号はＯ）からトラック１１２上の論理セクタ番号
１のセクタ（論理セクタ番号０１２の次のセクタ）迄の
セクタのデータ部を連成的に読出す場合、既にディスク
記憶装置のヘッド０１９．ヘッド１１８がトラック１１
０゜１１１上（即ちシリンダ番号Ｏの位置）に位置決め
されて―るとすると、次の手順によシ実行される。

まず、上位制御装置は論理セクタ番号０１１６を示す鍮
埋アドレスがトラック１１１上で続出される迄待つ。前
記論理アドレスがトラックＩｌｌ上で続出されると上位
制御装置は論理セクタ番号０１１６のデータ部の胱出し
動作を開始する。論理セクタ番号０１１６のデータ部の
続出し動作が完了すると、即ち、データ部のデータ長（
通常数バイト）分の情報をディスク記憶装置から読出す
と、上位制御装置は論理アドレスの論理セクタ番号のみ
１ｔ−加え更新した次の論理アドレスを指定し、この論
理アドレスがトラック１１１上から続出されるのを待つ
。本実施例においては論理セクタ番号が物理的に連続し
て配列されているので、前記の如く更新された論理アド
レスはトラック１１１上でただちに読出される。以下同
様にデータ部の読出し動作完了、論理アドレスの更新（
論理セクタ番号のみｌを加える）、論理アドレスのトラ
ック１１１上での読出し待ち、論理アドレスがトラック
ｉｌｌ上で読出されたらデータ部の読出し動作の実行、
をくシ返し、トラック１１１上の論理セクタ番号３１１
１８のデータ部の続出し動作が完了すると論理アドレス
はトラック１１２上の論理セクタ番号０１２を示すアド
レス（論理シリンダ番号１．！ｌｉ１理トラック番号Ｏ
９論理セクタ誉号Ｏ）に更新される。

論理アドレスの更新時は論理シリンダ番号が１だけ加え
られて−るのでディスク記憶装置のヘッド０１９．ヘッ
ド１１８の位Ｉｔをそれぞれトラック１１０．）ラック
Ｉｌｌ上（即ちシリンダ番号Ｏ）からトラック１１２．
）ラック１１３上（即ちシリンダ番号ｌ）へ位置決めし
なおす必要があるので、上位制御装置はディスク記憶装
置に対してシリンダ番号１へのシーク命令を発行する。

本実施例によるディスク記憶装置の場合は上位制御装置
がドライブ選択信号（命令を発行する対象となるディス
ク記憶装置を選択するための信号）。

シーク方向信号、ステップパルス信号（本信号はパルス
的に送られ、１つのパルスでシーク方向信号で指定され
た方向に１シリンダだけヘッド０１９゜ヘッド１１８ｔ
−移動させる）を１パルス送出することによシシーク命
令が発行されたことになる。

ｌシリンダだけヘッド０１９．ヘッド１１８を移動させ
るシーク命令の発行に要する時間は、本実施例では５０
μＳ程度であシ、ディスク記憶装置が実際にヘッド０１
９．ヘッド１１８を移動させ位置決め完了する迄の時間
１１３ｍ５と比較して十分小さい。

トラック１１１上の論理セクタ番号３１１１８のセクタ
のデータ部の読出し完了後論理アドレスを更新し、シリ
ンダ番号１へのシーク命令の発行が完了するまで約１０
０μｓ要する。シリンダ番号１へのシーク動作が完了し
上位制御装置が位置決め完了信号通知を受取る迄１８ｍ
５の時間を要するので、トラック１１１上の論理セクタ
番号３１１１８のセクタのデータ部の読出し完了から上
位制御装置が位置決め完了通知を受取る迄の時間はｌ　
ａ　１ｍ８となる。ディスクの１回転に要する時間はｌ
ａ６ｍｍ。

ディスクの回転方向は矢印１１７の方向であるので、本
実施例の如く論理セクタ番号０１２をトラック１１２上
に配置しておけば（つまフトラックｉｌｌ上の論理セク
タ番号３１１１８の位置より物理的に３セクタの間をあ
けて配置する）！理セクタ番号３１１１８のデータ読出
し後、シリンダ番号１への位置決め完了通知を上位制御
装置が受取った時、ディスクは１回転しヘッド０１９は
トラック１１２上の論理セクタ番号０１２の直前にある
。

つまり、１＆１ｍｌはディスク１回転に要する時間１５
．５ｉｎｓと３セクタ分の時間即ち１６．６ｍ！ｌの３
／３２の時間＝　１．５６ｍｓとの和１＆１６ｍ５に極
めて近いがやや短ｖｈ九めである。

従って、論理セクタ番号０１２を示す論理アドレスは上
位制御装置が位置決め完了通知を受取りた後、ただちに
トラック１１２上で続出されることが可能となシ、シー
ク動作に伴う無用なディスクの回転待時間（指定された
論理アドレスがヘッドの下に来る迄の待時間）ｔ−短縮
できる。トラック１１２上で、論理セクタ番号０１２″
ｔ−示す論理アドレスが続出されると同セクタのデータ
部の読出し動作の実行、実行完了後の論理アドレスの更
新（論理セクタ番号のみ１が加えられる）、更新すした
論理アドレスをトラック１１２上で読出す。

更新された論理アドレスが読出されたらデータ部の読出
しを実行する。読出し動作の完了の順に動作が完了する
。

以上説明したように本実施例では矢印！で示す論理セク
タ番号０１１６からデータ部の読出しが開始されると矢
印ｍ、ｎの順に処理が進み、トラック１１２上の論理セ
クタ番号１のセクタ塩の読出し動作を無用なディスクの
回転待時間を最小にして実行できる。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明は１つのンリング上の最終
トラック上の論理セクタ番号Ｏの物理的な位置と隣接す
る次のシリンダのトラック番号Ｏ上の論理セクタ番号０
の物理的な位置を隣接シリンダ間の７−り動作完了に要
する時間とディスクの１回転に要する時間との関係によ
シ選択して配列することによシ、シリンダ間に亘）連続
してセクタのデータ部の読出し又は書込みを行う場合、
隣接シリンダ間のシーク動作時間とディスクの回転時間
の不整合による回転待ち時間を最小にする事が出来、デ
ィスク記憶装置への情報の書込み、るるいは情報の読出
しを効率良く実行出来る効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の実施例における論理セクタ番号の配列
を示す図、第２図は１個のトラックを直線的に展開した
図、第３図はＩＤ部の構成を示す図、第４図は従来技術
による論理セクタ番号の配列を示す図である。 １１・・・・・・論理セクタ番号、１２・・・・・・論
理セクタ番号、１３・・・・・・論理セクタ番号、１４
・・・・・・ディスク１５．ディスク１６の回転中心線
、１５・山・・ディスク、１６・・・・・・ディスク、
１７・・・・・・インデックスパルス、１８・川・・ヘ
ッド１１１９・・・・・・ヘット０゜１１０・・・・・
・トラック、１１１・・・・・・トラック、１−１２・
・・・・・トラック、１１３・川・・トラック、１１４
・・・・・・トラック、１１６・・・・・・論理セクタ
番号、１１７・・・・・・ディスクの回転方向、１１８
・山・・論理セクタ番号、！・・・・・・読出し動作の
実行順序を示す矢印、ｍ・・・・・・続出し動作の実行
順序を示す矢印、ｎ・・・・・・読出し動作の実行順序
を示す矢印、２１・・・・・・セクタ。 ２２・・・・・・物理セクタ番号、２３・・・・・・イ
ンデックスパルス、２４・・・・・・ギャップ、２５・
山・・アドレス部、２６・・・・・・ギャップ、２７・
・・・・・データ部、３１・・・・・・ＩＤ部のアドレ
スマーク、３２・・・・・・論理シリンダ番号、３３・
・・・・・論理トラック番号、３４・・・・・・論理セ
クタ番号、３５・・・・・・チェックコード、４１・・
・・・・論理セクタ番号、４２・・・・・・論理セクタ
番号、４３・・・・・・論理セクタ番号、４４・・・・
・・論理セクタ番号、４５・・・・・・ディスク、４６
・・・・・・ディスク、４７・・・・・・ヘッド１．４
８・・・・・・ヘッド０１４９・・・・・・ディスク４
５、ディスク４６の回転中心、４１０・・・・・・トラ
ック、４１１・・・・・・トラック、４１２・川・・ト
ラック、４１３・・・・・・トラック、４１４・・・・
・・ディスクの回転方向、４１５・・・・・・インデッ
クスパルス。 躬／図 始３　図 力４図

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １個のトラックを複数個の部分に分割して各部分を一定
   長の固定長セクタとし、各セクタにディスク記憶装置上
   の情報を記録する部位を示すアドレス情報を含むアドレ
   ス部と記録すべきデータを含むデータ部とを記録するデ
   ィスク装置の情報記録方式において、ディスク記憶装置
   の上位制御装置により、シリンダ間に亘って複数のセク
   タに対してデータの記録あるいは読出しを行う際、デー
   タの記録あるいは読出しが行われる最終トラック上の論
   理セクタ番号０の物理的位置と隣接するシリンダ上のト
   ラック番号０上の論理セクタ番号０の物理的位置とを異
   ならせて配置し、かつ同じシリンダに含まれる全てのト
   ラック上では論理セクタ番号０の物理的位置が同じとな
   るよう論理セクタ番号を配列したことを特徴とするディ
   スク記憶装置の情報記録方式。