JP2001159956A - ディスクアクセス制御方法および装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】本発明の目的は、オンラインタスクのディスク
アクセスがオフラインタスクからの大量ディスクアクセ
スによる長時間の間延びを防止し応答性を確保できるデ
ィスクバッファ制御方法および装置を提供することにあ
る。 【解決手段】本発明の特徴とするところは、オンライン
タスク１００とオフラインタスク１０１毎にディスクバ
ッファ１０３に書込みするバッファ面数を予め割付けて
おき、ディスクバッファ１０３に書込まれたオンライン
タスク１００とオフラインタスク１０１からのアクセス
要求に基づき共通のディスク装置１０８にアクセスする
ようにしたことにある。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、オンラインタスク
とオフラインタスクからのアクセス要求をディスクバッ
ファアに記憶してディスクにアクセスするディスクバッ
ファ制御方法および装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、制御用計算機は、専用のオペレー
ティングシステム(以後、ＯＳと呼ぶ)から汎用的なＯＳ
を使用するようになってきている。汎用ＯＳにおいて
は、ディスクキャッシュを主メモリ上に設け、直近にア
クセスしたデー夕をディスクキャッシュに保持してお
き、次に同一エリアにアクセスした場合にはディスクヘ
のアクセスは行わず、ディスクキャッシュ上のデータと
やり取りすることでファイルアクセスの高速化を図って
いる。

【０００３】一方、制御用向けシステムでは、通常汎用
ＯＳシステムにおいて持っているディスクキャッシュを
用いず、またファイルもセクタアドレスを直接意識し、
プログラムがディスクアクセスをコントロールすること
で応答性を確保するようにしている。

【０００４】ところで、プロセッサの処理能力の向上に
ともない開発を行うための汎用ＯＳマシンで制御もあわ
せて行うようになり、ディスクキャッシュを介したファ
イルアクセスとセクタアドレスを直接意識したファイル
アクセスが混在するようになっている。

【０００５】また、ディスク装置の容量も大容量化して
おり、1本の共通のディスク装置を複数の論理的なエリ
アに分割し、汎用のオフラインタスクと制御用のオンラ
インタスクで使用するファイルを1本の共通のディスク
装置で別々のエリアに配置することが増えてきている。

【０００６】この場合、オフラインタスクに対してのア
クセスはディスクキャッシュを介したものであり、ディ
スクキャッシュとディスク装置とのアクセスはＯＳ内で
行われるため、ディスク装置へのアクセス量をコントロ
ールすることができない。この結果、ディスク装置を直
接アクセスするオンラインタスクの応答性を確保するこ
とができないという状況を生じている。

【０００７】なお、複数システム間で各システムがディ
スク装置上の互いに共通部分のない領域をアクセスする
場合の沈み込み防止することは、例えば特開平６−９６
００４号公報に記載されている。しかし、1つのシステ
ム内でマルチタスク環境を用いている場合、沈み込みは
防止できるが、ディスク装置を直接アクセスする場合の
応答性は保証できない。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】現在、メモリが安価と
なり大容量のメモリを塔載したシステムが増え、これに
ともない割付られるディスクバッファのバッファ面数も
多くなっている。また、ディスク装置も大容量化されて
おり、オンラインタスクとオフラインタスクから一度に
大量のディスクアクセス要求が発生する場合が少なくな
い。

【０００９】オフラインタスクから応答性を要求されな
い大量のディスクアクセス要求が発生したときに、一定
の処理時間で応答性を要求されるオンラインタスクから
ディスクアクセス要求された場合、オンラインタスクか
らの一度のディスクアクセスする量が小さくても、オフ
ラインタスクの大量ディスクアクセスが終了するまで待
たされることになる。

【００１０】したがって、オンラインタスクからのディ
スクアクセス要求は長時間の間延びが起き、応答性を確
保できないという問題点を有する。

【００１１】本発明は上記点に対処して成されたもの
で、その目的とするところはオンラインタスクのディス
クアクセスがオフラインタスクからの大量ディスクアク
セスによる長時間の間延びを防止し応答性を確保できる
ディスクバッファ制御方法および装置を提供することに
ある。

【００１２】

【課題を解決するための手段】本発明の特徴とするとこ
ろは、オンラインタスクとオフラインタスク毎にディス
クバッファに書込みするバッファ面数を予め割付けてお
き、ディスクバッファに書込まれたオンラインタスクと
オフラインタスクからのアクセス要求に基づき共通のデ
ィスク装置にアクセスするようにしたことにある。

【００１３】換言すると、本発明はディスクアクセス要
求がきたときディスクアクセス対象となるエリア毎に使
用できるバッファの面数を規定して応答性の低いエリア
のディスクアクセスする場合には応答性が高いエリアを
ディスクアクセスする場合よりもバッファ面数を少なく
して、バッファの空き待ちやディスクアクセス要求待ち
を少なくし長時間の間延びを防ぐようにしたことにあ
る。

【００１４】本発明はディスクバッファに書込みするバ
ッファ面数をオンラインタスクがオフラインタスクより
も大となるように予め割付けることにより、オンライン
タスクのディスクアクセスがオフラインタスクからの大
量ディスクアクセスによる長時間の間延びを防止し応答
性を確保することができる。

【００１５】

【発明の実施の形態】図１に本発明の一実施例を示す。

【００１６】図１において、複数のオフラインタスク１
００と複数のオンラインタスク１０１からそのタスクか
ら資源を格納するエリアのディスク装置１１０に対する
ディスクアクセス要求はバッファ制御部１０２に入力さ
れる。バッファ制御部１０２はディスクアクセス要求に
必要とするデータサイズ分のバッファ面数を、バッファ
面数を割付けるエリア割付テーブル１０４からの設定値
に基づき今回のディスクアクセスで実際に確保する面数
をディスクバッファ１０３から確保する。

【００１７】バッファ制御部１０２は、アクセス要求が
出力要求ならば確保されたディスクバッファ１０３のエ
リアにその内容書込みを実行し、また、ディスク起動要
求をアクセス要求受付部１０５にディスクアクセス要求
情報として連絡する。

【００１８】アクセス要求受付部１０５はＦＩＦＯ（フ
ァーストイン・ファーストアウト）でアクセス要求情報
を受付け、受付けた要求情報をディスク制御テーブル１
０７の最後部に接続しディスク装置１０８を起動する。

【００１９】ディスクアクセスコントローラ１０９は、
ディスクアクセス起動がくるとディスク制御テーブル１
０７からアクセス要求情報１〜ｎを順番に取出しディス
ク１１０へのディスクアクセスを行う。ディスクアクセ
スコントローラはディスクアクセスが終了すると終了の
連絡をディスク終了受付部１０６に送信する。ディスク
終了受付部１０６はアクセス終了を受信するとバッファ
制御部１０２へ連絡し、ディスクアクセス待ちとなって
いる箇所の待ちを解除する。

【００２０】次に動作を図２〜５に示すフローチャート
を用いて説明する。

【００２１】バッファ制御部１０２はタスク１００、１
０１からディスクアクセス要求がくると図２に示すバッ
ファの割付処理を行う。まず、ステップ２１０において
タスク１００、１０１からディスクアクセスに使用する
バッファ面数を算出する。ステップ２１０バッファ面数
算出の詳細フローを図３に示す。

【００２２】まず、ステップ２１１でアクセスサイズ
（データ量）から要求バッファ面数を求め、ステップ２
１２に移行して対象のエリア割付テーブル１０４から残
りバッファ面数を取出す処理を実行する。ステップ２１
３では取出した残りバッファ面数が０か判定し、０の場
合にはステップ２１４に移行して残りバッファ面数が空
くまで待ちとする。

【００２３】ステップ２１３で残りバッファ面数が０で
ないと判定すると、ステップ２１５に移行し残りバッフ
ァ面数と要求面数を比較する。残りバッファ面数が大き
い場合はステップ２１６において使用面数へ残りバッフ
ァ面数の値をセットする。また、残りバッファ面数が小
さい場合は、ステップ２１７で使用バッファ面数へ残り
バッファ面数を設定する。このあと、ステップ２１３に
おいて残りバッファ面数から使用バッファ面数を減算す
る。

【００２４】このようにしてステップ２１０で使用バッ
ファ面数が算出されると図２のステップ２２０において
バッファ確保処理が実行される。ステップ２２０のバッ
ファ確保処理の詳細を図４を用いて説明する。

【００２５】バッファ確保処理２２０は、まず、ステッ
プ２２１において全体の残りバッファ数と使用バッファ
面数を比較し、全体残りバッファ面数が少ない場合はス
テップ２２５に移行して全体残りバッファ空き待ちとす
る。また、全体残りバッファ数が大きい場合はステップ
２２２で全体残りバッファ面数から使用バッファ面数を
減算する。次に、ステップ２２３においてディスクバッ
ファ１０３から必要となる使用バッファ面数分を取出
し、ステップ２２４で確保したバッファを要求元へ渡
す。

【００２６】ステップ２２０の処理でバッファを確保し
た後、ステップ２３０においてディスク起動要求を発生
しアクセス要求受付部１０５へ連絡しステップ２４０で
ディスク装置１０８のディスクアクセス終了まで待ちと
なる。アクセス要求受付部１０５は、ディスク制御テー
ブル１０７の最後につなげ、ディスクアクセスコントロ
ーラ１０９へ連絡する。

【００２７】ディスクアクセスコントローラ１０９は、
ディスク制御テーブル１０７の先頭から順番にディスク
１１０へのディスクアクセスを行う。ディスクアクセス
コントローラ１０９はディスクアクセスが終了するとか
らディスク終了受付部１０６へ連絡をする。ディスク終
了受付部１０６はディスクアクセスコントローラ１０９
からディスクアクセスの終了連絡を受けるとディスク終
了待ちとなっているのを解除する。

【００２８】この後、ステップ２５０のバッファ解放処
理では図５のように、ステップ２５１にて使用済みのバ
ッファをディスクバッファ１０３につなげ、ステップ２
５２において全体残りバッファ面数に解放したバッファ
面数を加算する。ステップ２５３では全体の残りバッフ
ァ空き待ちがあるか判断し、あればステップ２５４で残
りバッファ空き待ちを解除する。

【００２９】バッファ制御部１０２は、ディスク終了待
ちを解除され、使用していたバッファを解放したあと、
図２のステップ２６０において要求バッファ面数と使用
バッファ面数を比較する。要求バッファ面数と使用バッ
ファ面数が同じになるとステップ２７０に移行してディ
スク装置１０８のディスクアクセスが全て終わっている
ため、図１１のエリア稼動情報テーブル３１０に示す、
情報の読込みの場合には読込み回数のカウントアップ、
読込み使用バッファ面数合計値への今回対象となったバ
ッファ面数の加算、また今回の要求が読み込み１回最大
使用面数値より大きければ今回の値を対象となるエリア
へ設定する。

【００３０】一方、書込み場合には、書き込み回数のカ
ウントアップ、書込み使用バッファ面数合計値への今回
対象となったバッファ面数の加算、また今回の要求が書
込み１回最大使用面数値より大きければ今回の値を対象
となるエリアへ設定する。

【００３１】ステップ２６０において要求バッファ面数
と使用バッファ面数を比較し同じでない場合には、ディ
スクアクセスが全て終了していないのでステップ２８０
において要求バッファ面数から使用バッファ面数を減算
しステップ２２０の処理に戻り、再度使用バッファ面数
の算出処理を繰返し実行する。

【００３２】例えば、図６においてディスク装置１０８
に対してアクセスを行っていない時に、オンラインタス
ク１０１がディスク装置１０８に対してアクセスを行う
と、アクセス要求がバッファ制御部１０２を経由してデ
ィスク制御テーブル１０７の先頭につながりディスク装
置１０８をアクセスすると、一定時間でディスクアクセ
スが終わりオンラインタスク１０１へ戻ってくる。

【００３３】図７はオフラインタスク１００からディス
ク装置１０８に６ブロックのアクセス要求があった後に
オンラインタスク１０１が１ブロックのアクセスを行っ
た例を示している。

【００３４】オンラインタスク１０１のアクセス要求は
バッファ制御部１０２にてディスクバッファ１０３のバ
ッファ面を割当てられディスク制御テーブル１０７につ
ながれてディスク装置１０８にアクセスする。オンライ
ンタスク１０１がアクセス要求を出す直前にディスク制
御テーブル１０７には、既にオフラインタスク１００か
らの６ブロック分のアクセス要求がり最後にオンライン
タスクの１ブロックの要求がつながれる。ディスク装置
１０８のアクセスは、ディスク制御テーブル１０７の先
頭から処理していくため、先に要求されたオフラインタ
スク１００の６ブロックの要求が処理されないとオンラ
インタスク１０１の１ブロックが処理されない。

【００３５】このため、オンラインタスク１０１はディ
スク待ちに６ブロック×１回当たりのディスクアクセス
時間分待たされ間延びされてしまい、オンラインタスク
１０１の応答時間も間延びされ応答性を確保できない。

【００３６】本発明では、図８に示すようにエリア割付
けテーブル１０４によりディスクアクセスするエリアに
対して最大バッファ割付が決まっているため、応答性の
低いオフラインタスク１００がアクセスするエリアへ６
ブロックの要求がきてもエリア割り付けテーブル１０４
のエリアAの割付最大数５０２は１回当たり最大２ブロ
ックしか割付けられない。このため、オフラインタスク
１００のアクセス要求は、図９に示すように２ブロック
分のバッファ面を確保すると、割付けるバッファ面が無
いためバッファ制御部１０２にて残り４ブロック分の要
求は待たされ、ディスクアクセスも２ブロック分しか要
求できない。

【００３７】オフラインタスク１００のアクセス要求は
２ブロック分要求にいったところで残りバッファ面数の
待ちとなり、次に応答性の高いオンラインタスク１０１
でのエリアへのディスクアクセス要求が来ると、１ブロ
ックのバッファはすぐに取れるため、ディスクアクセス
は一度にディスクアクセスができる。

【００３８】このとき、ディスクアクセスの応答性の低
いディスクアクセスは２ブロック分しか要求が出せない
ため、オンラインタスク１０１の待ちは最大２ブロック
分しか待たないようになる。これにより。応答性が高い
オンラインタスクのエリアのディスクアクセスが間延び
が最小となりオフラインタスクのディスクアクセスに影
響されず長時間待ちとならず、応答性が保たれる。

【００３９】図１０は利用者がバッファ数をブロック数
に合わせて定義する図示しない表示装置の表示画面例を
示している。

【００４０】バッファ面数割付を行うプログラムを起動
すると表示装置（図示せず）に初期状態としての画面３
００が表示される。表示画面３００では定義しているエ
リア番号に対応した物理ディスクのアドレス、バッファ
面数共に０が表示される。この状態から、各エリアへの
割付をマウスなどの操作入力装置（図示せず）によりカ
ーソルを動かしてバッファ面数を変更する。 変更され
た後の画面が利用者割付後の画面３０１である。プログ
ラムを終了するとき、エリア割付テーブル１０４へ変更
された割付バッファ面数が反映され以降のディスクアク
セスで、この割付バッファ面数で制御される。

【００４１】図１３はディスクアクセスの性能が異なっ
た複数のディスク装置がある場合のバッファ割付けの仕
方を説明するものである。

【００４２】システム立上げ時にまず最初のエリアの先
頭から最後までのセクタを順次アクセスを行いこのとき
の時間Ｔ１ をいったん覚えておき、エリア割付テーブ
ル１０４にあるエリア容量Ｓ１から、単位容量当たりア
クセス時間Ａ１をＡ１=Ｓ１/Ｔ１にて求める。次に他の
エリアに付いても同じように単位容量当たりアクセス時
間Ａｎ（n=エリア番号１〜ｎ）を求める。アクセス時間
が短いものに対してバッファ面数を多く割り付けるた
め、このアクセス時間の逆数Ｂ１をＢ１＝１／Ａ１とす
る。割付面数Ｐ１は、Ｐ１＝総バッファ面数＊Ｂｎ／Σ
Ｂｎとする。この割付面数をエリア割付テーブル１０４
に設定する。

【００４３】図１２にエリア稼動情報テーブル３１０の
一例を示す。エリア稼動情報テーブル３１０にはディス
クアクセスがすべて終了したときに情報が収集される。
このエリア稼動情報テーブル３１０によりシステムでの
エリアを格納するエリアの使用状況が分かり応答性に応
じて残りバッファ面数をチューナップできシステムに有
効なディスクバッファ制御を運用できる。

【００４４】次に、システムを構築し、設計・テスト段
階では、必ずしもオンラインでの応答性が高いエリアば
かりディスクアクセスするわけではなく、また、エリア
を格納している優先度がどれくらいか不明な時期があ
る。このとき、ディスクバッファ制御機能が動作すると
不便な場合がある。このため、立ち上げ情報でディスク
バッファ制御方法コントロールフラグを有効／無効にで
きるようにする。

【００４５】この立上げ処理５００は図１４に示すよう
に行われる。

【００４６】まず、ステップ５０１においてシステムの
立ち上げ情報を取込み、ステップ５０２でディスクバッ
ファ制御方法コントロールのフラグを読取る。ステップ
５０３においてフラグの有効／無効を判断し、無効の場
合にはステップ５０４に移行してエリア最大バッファ面
数とエリア残りバッファ面数にメモリ容量以上の値を設
定し残りバッファ面数が０とならないようにしてを取り
ディスクバッファ制御を無効とする。

【００４７】また、システム動作中に通常は、応答性を
厳しく守るタスクが動作していないがある時間から応答
性を守らなければ行けないタスクが多く動作する時間帯
がある。このとき、利用者の指示によりディスクバッフ
ァ制御コントロールフラグの有効／無効を切り替え、無
効の場合はエリア最大バッファ面数とエリア残りバッフ
ァ面数にメモリ容量以上の値を設定し残りバッファ面数
が０とならないようにしてディスクバッファ制御を無効
とする。

【００４８】以上のようにしてオフラインタスクとオン
ラインタスクからディスク装置にアクセスするのである
が、オンラインタスクとオフラインタスク毎にディスク
バッファに書込みするバッファ面数を予め割付けてお
き、ディスクバッファに書込まれたオンラインタスクと
オフラインタスクからのアクセス要求に基づき共通のデ
ィスク装置にアクセスするようにしている。したがっ
て、ディスクバッファに書込みするバッファ面数をオン
ラインタスクがオフラインタスクよりも大となるように
予め割付けることにより、オンラインタスクのディスク
アクセスがオフラインタスクからの大量ディスクアクセ
スによる長時間の間延びを防止し応答性を確保すること
ができる。

【００４９】

【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、デ
ィスクバッファに書込みするバッファ面数をオンライン
タスクがオフラインタスクよりも大となるように予め割
付けることにより、オンラインタスクのディスクアクセ
スがオフラインタスクからの大量ディスクアクセスによ
る長時間の間延びを防止し応答性を確保することができ
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例を示す構成図である。

【図２】本発明の動作を説明するための処理フロー図で
ある。

【図３】本発明の動作を説明するための処理フロー図で
ある。

【図４】本発明の動作を説明するための処理フロー図で
ある。

【図５】本発明の動作を説明するための処理フロー図で
ある。

【図６】本発明によるタスク単体でのディスクアクセス
処理の説明図である。

【図７】従来の複数タスク同時アクセス処理の説明図で
ある。

【図８】本発明によるエリア割付けテーブルの一例構成
図である。

【図９】本発明による複数タスク同時アクセス処理の説
明図である。

【図１０】本発明によるエリア優先度割付変更画面一例
図である。

【図１１】本発明によるエリア割付テーブルの一例構成
図である。

【図１２】本発明によるエリア稼動情報テーブルの一例
構成図である。

【図１３】ディスクエリアのアクセス時間の説明図であ
る。

【図１４】ディスクバッファ制御の有効/無効の変更処
理フロー図である。

【符号の説明】

１００…オフライン業務群、１０１…オンライン業務
群、１０２…バッファ制御部、１０３…ディスクバッフ
ァ、１０４…エリア割付テーブル、１０５…ディスクア
クセス要求受付部、１０６…ディスク終了受付部、１０
７…ディスク制御テーブル、１０８…ディスク装置、１
０９…ディスクアクセスコントローラ、１１０…ディス
ク。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 飯島 三朗 茨城県日立市大みか町五丁目２番１号 日 立プロセスコンピュータエンジニアリング 株式会社内 (72)発明者 山嵜 大介 茨城県日立市大みか町五丁目２番１号 日 立プロセスコンピュータエンジニアリング 株式会社内 (72)発明者 竹田 伸一 茨城県日立市大みか町五丁目２番１号 日 立プロセスコンピュータエンジニアリング 株式会社内 (72)発明者 吉沢 亮吉 茨城県日立市大みか町五丁目２番１号 株 式会社日立製作所大みか事業所内 (72)発明者 綿引 克文 茨城県日立市大みか町五丁目２番１号 株 式会社日立製作所大みか事業所内 Ｆターム(参考） 5B014 EB03 EB05 5B065 BA01 CE11

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】オンラインタスクとオフラインタスクから
   共通のディスク装置にアクセスする際に前記両タスクか
   らのアクセス要求をディスクバッファに書込み前記共通
   のディスク装置にアクセスするようにしたものであっ
   て、前記オンラインタスクとオフラインタスク毎に前記
   ディスクバッファ群に書込みするバッファ面数を予め割
   付けておき、前記ディスクバッファに書込まれた前記オ
   ンラインタスクとオフラインタスクからのアクセス要求
   に基づき前記共通のディスク装置にアクセスするように
   したことを特徴とするディスクアクセス制御方法。
2. 【請求項２】リアルタイム処理を行うオンラインタスク
   とバッチ処理を行うオフラインタスクから共通のディス
   ク装置にアクセスする際に前記両タスクからのアクセス
   要求をディスクバッファに書込み前記共通のディスク装
   置の予め定めたエリアにアクセスするようにしたもので
   あって、前記オンラインタスクとオフラインタスク毎に
   前記ディスクバッファに書込みするバッファ面数を前記
   オンラインタスクが大となるように予め割付けておき、
   前記ディスクバッファに書込まれた前記オンラインタス
   クとオフラインタスクからのアクセス要求に基づき前記
   共通のディスク装置にアクセスするようにしたことを特
   徴とするディスクアクセス制御方法。
3. 【請求項３】オンラインタスクとオフラインタスクから
   一つの磁気ディスク装置にアクセスする際に前記両タス
   クからのアクセス要求をディスクバッファに書込み前記
   一つの磁気ディスク装置の予め定めたオンラインタスク
   用とオフラインタスク用のエリアにアクセスするように
   したものであって、前記ディスクバッファ群に書込みす
   るバッファ面数を前記オンラインタスクが前記オンライ
   ンタスクより大となるように予め割付けておき、前記デ
   ィスクバッファに書込まれた前記オンラインタスクとオ
   フラインタスクからのアクセス要求に基づき前記一つの
   磁気ディスク装置の予め定めたエリアにアクセスするよ
   うにしたことを特徴とするディスクアクセス制御方法。
4. 【請求項４】オンラインタスクとオフラインタスクから
   共通のディスク装置にアクセスする際に前記両タスクか
   らのアクセス要求をディスクバッファに書込み前記共通
   のディスク装置のエリアにアクセスするものにおいて、
   前記オンラインタスクとオフラインタスク毎に前記ディ
   スクバッファに書込みする予め割付けられたバッファ面
   数に基づき前記ディスクバッファに書込みするバッファ
   制御手段を設け、前記ディスクバッファに書込まれた前
   記オンラインタスクとオフラインタスクからのアクセス
   要求に基づき前記共通のディスク装置にアクセスするよ
   うにしたことを特徴とするディスクアクセス制御装置。
5. 【請求項５】オンラインタスクとオフラインタスクから
   共通のディスク装置にアクセスする際に前記両タスクか
   らのアクセス要求をディスクバッファに書込み前記共通
   のディスク装置の予め定めたエリアにアクセスするもの
   において、前記オンラインタスクとオフラインタスク毎
   に前記ディスクバッファに書込みするバッファ面数を前
   記オンラインタスクが大となるように予め割付けられた
   バッファ面数に基づき前記ディスクバッファに書込みす
   るバッファ制御手段を設け、前記ディスクバッファに書
   込まれた前記オンラインタスクとオフラインタスクから
   のアクセス要求に基づき前記共通のディスク装置の予め
   定めたエリアにアクセスするようにしたことを特徴とす
   るディスクアクセス制御装置。
6. 【請求項６】オンラインタスクとオフラインタスクから
   共通のディスク装置にアクセスする際に前記両タスクか
   らのアクセス要求を記憶するディスクバッファと、前記
   オンラインタスクとオフラインタスク毎に前記ディスク
   バッファに書込みするバッファ面数を前記オンラインタ
   スクが大となるように予め割付け設定するエリア割付け
   テーブルと、前記両タスクからのアクセス要求を予め割
   付けたバッファ面数に基づき前記ディスクバッファに書
   込みするバッファ制御手段と、前記ディスクバッファに
   書込まれた前記オンラインタスクとオフラインタスクか
   らのアクセス要求を格納するディスク制御テーブルと、
   前記ディスク制御テーブルに格納されたアクセス要求に
   基づき前記共通のディスク装置の予め定めたエリアにア
   クセスするディスクアクセスコントローラとを具備する
   ことを特徴とするディスクアクセス制御装置。