JPH02300832A - データ処理装置 - 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〕 本発明はディスクファイル装置や磁気バブルファイル装
置等の巡回型ファイル装置に記録されているデータをい
わゆるディスクキャッシュ制御するデータ処理装置に関
し、特に任意に読取ったレコードからギヤッシュストレ
ージへの蓄積を開始する制御方式の改良に関する。

〔従来の技術〕

従来、任意に読取りり開始したレコードをキャッシュス
トレージに蓄積する場合は、キャッシュストレージにお
いて分割されたブロックメモリの先頭から順次蓄積して
いた（特開昭５８−１２１４６４参照）。そのためレコ
ードな配列順序が、途中で本来のトラック上の先頭レコ
ードに変化するのでこれを管理するためのディレクトリ
情報を必要としていた。

〔発明が解決しようとする課題〕

レコードの配列台順序に変化すなわち順序が前後するよ
うな蓄積の仕方は、ストアスルー動作を行なうときに不
都合を生ずる。ストアスレー動作とはレコードの書込み
指令実行時にキャッシュストレージに書込みながら巡回
型ファイル装置にも書込む動作であってデータの保全を
目的としている。第３図の参照番号５１は可変長レコー
ド計数部Ｒｉとデータ部Ｄｉ　（ｉ＝０〜３）およびＨ
Ａ（ホームアドレス）部がブロックメモリに蓄積されて
いる例を示す。この例では、レコードＲ３−Ｄ３に続い
てＨＡ部以降が配列れている。もしレコードＲ１Ｄ３に
対してレコードの書込み指定が発行されしかも以前より
データ長が長い場合には、ブロックメモリ上の後続する
ＨＡ部以降は消失してしまう。レコードＲ４−Ｄ　４を
追加書込みする場合も同様である。いずれの場合にもＨ
Ａ部以降を再度読取りブロックメモリに蓄積しなければ
ならないという欠陥があり、システムスルーブツトを低
下せしめる。

〔課題を解決するための手段〕

本発明は、レコードの計数部にトラック上にその計数部
が存在する物理的な位置情報を持たせ、また読取った計
数部を一時的にバッファ手段に格納し上記物理的位置情
報を参照しこれをその計数部のブロックメモリ蓄積開始
アドレスそのものとすることにより、任意にレコードの
蓄積を始めても最終的に１トラック全体のレコードを蓄
積したならば各レコード間の順序性はすべて本来の如く
保たれているようになり途中レコードの可変長的な書込
みもしくは追加レコード書込みが行なわれてもブロック
メモリ上に於て順序の若いレコードを消失することのな
いようにした装置を提供するものである。

すなわち本発明は、データ処理システムと巡回型ファイ
ル装置との間に配置され前記巡回型ファイル装置から読
取ったレコードを内部の電子的高速ストレージに蓄積す
ることができ前記データ処理システムがアクセス要求し
たレコードがすでに蓄積されている場合には前記電子的
高速ストレージにアクセスするデータ処理装置において
、前記電子的高速ストレージは前記巡回型ファイル装置
の１トラック分に相当するデータ容量をもつブロックメ
モリを複数個備えており、該電子的高速ストレージ手段
の１つの選択されたブロックメモリに任意のレコードか
ら開始して１トラック全体のレコードを蓄積する場合に
、読取ったレコードの計数部を一時的に格納するバッフ
ァ手段を介して計数部に記録さｈているトラック上の物
理的位置情報を読取りこの物理的位置情報をそのまま用
いもしくは定数値を加減算して前記計数部のブロックメ
モリ上の蓄積開始アドレスとするとともにそのアドレス
から前記バッファ手段に格納された計数部をブロックメ
モリに書込みアドレスを歩進１−１引続き歩進されたア
ドレスから当該レコードのデータ部の読取りと同期して
データ部データをブロックメモリに書込むようにする制
御手段を備えたことを特徴とする。

〔実施例〕

次に本発明をその実施例について図面を参照して説明す
る。第１図においてデータ処理システム１は巡回型ファ
イル装置３をアクセスするためのＲＥＡＤ、ＷＲＩＴＥ
、５ＥＡＲＣＨ，５ＥＥＫ等の−・連の指令を発生し、
データ処理装置２はこれらの指令を第１インタフェース
手段２１を介して受信し全体制御手段２５により解読し
てｌ−がるべき制御指示が出される。全体制御手段２５
はマイクロプロゲラ人手段を含み第２インタフェース手
段２２を介して巡回型ファイル装置３を所定の動作モー
ドの動作たとえばレコード読取り、レコード書込み、ト
ラック選択ないしトラック位置付は等の動作を行うよう
指示する。これら指示によって巡回型ファイル装置３と
の間でデータ転送を行う場合、全体制御手段２５は第１
インタフェース手段２１とデータ制御手段２４を適切に
制御し、データ処理システム１に対して選択的にデータ
転送を行なう。

全体制御手段２５はキャッシュストレージ２３を複数の
ブロックメモリに分割管理する。各ブロックメモリは、
キャッジ、。ストレージ２３が１トラック容量単位の領
域に分割されたものであってアドレスによら識別される
。ブロックメモリに１トラック全体のレコードを蓄積す
ると、全体制御手段２５によりそのトラックアドレス情
報と当該ブロックメモリとの対応表が編集されキャッシ
ュストレージ２３の一部に確保した対応表領域に保存さ
れる。

データ処理システム１が指令を発行した後、アクセスす
べきトラックアドレス情報を得たときに上記対応表が参
照されそのトラック上のレコードがキャッシュストレー
ジ２３に蓄積されて（するか否かが判断される。蓄積さ
れている場合、いわゆるキャッシュヒラ！・となり続く
指令はキャッジ−ストレージ２３上の選択されたブロッ
クメモリに対して実行される。もし蓄積されていなげれ
ばキャッシュミスとなり続く指令は、キャッシュストレ
ージ２３上の選択されたブロックメモリにレコードを蓄
積しながら巡回型ファイル装置３に対して実行される。

このとき読取られたレコードの計数部は一部バッファ手
段２６に格納されるので全体制御手段２５によりその計
数部情報の参照が可能となっている。

第２図を参照してレコードの計数部の物理的位置情報に
ついて説明する。参照番号４２はトラック１周分をバイ
ト単位に区切った各バイトを順に番号付けした様子を示
している。０番のバイトとｊ番のバイトとは物理的には
隣接しているが図では便宜上離しである。０番のバイト
がトラックの先端側にありｊ番のバイトはトラック後端
側にある。任意のレコード計数部４１が記録されている
場合の物理的、な計数部位置はｉ番のバイトで与えるこ
とができる。このｊ番のバイト番号を計数部に記録する
場合には、次の手順によってｉ番を求めることができる
。

手順（１）二計数部を書込む場合は、必ず直前のレコー
ドをサーチしかつサーチ成功となっているのでその際に
読取った直前のレ コード計数部のもつ物理的位置情報４３（ＰＮ）とデー
タ部長さ４７（ＤＬ）を保持して置く。

手順（２）二上記ＰＮ、ＤＬ、事前に定義されている計
数部バイト長（ＣＬ）、事前に定義されている計数部−
データ部間のギャップ長（ＧＬ２）、事前に定義されて
いるデータ部−計数部間のギャップ長（ＧＬ３）に於て
１＝ＰＮ＋ＤＬ＋　（ＣＬ＋ＧＬ２＋ＧＬ３）を計算す
る。

手順（２）の式のカッコ（）内は定数と１−て前もって
与えて置けばよい。上式で求めたｉを次に書込むべき計
数部のＰＮとすることで容易に計数部上に物理的位置情
報を備えることができる。参照番号４８は計数部４１の
もつ情報を部分的に示しており物理的位置情報４３．レ
コード識別子４４〜４６．データ部長さ４７を含むもの
である。

次に第３図を参照してキャッシュストレージ２３の選択
されたブロックメモリにレコードを蓄積する方式につい
て説明する。参照番号６１はトラック上にＨＡ　（ホー
ムアドレス）部とレコードＲｉ−Ｄｉ　　（ｉ＝ｏ〜３
）が存在する様子を示している。参照番号６２は、蓄積
を開始したレコードがＲ２−Ｄ２である場合の第１段階
におけるブロックメモリ蓄積状態を示し、参照番号６３
はトラック終端を経由しトラック先端から蓄積を継続し
た第２段階におけるブロックメモリの蓄積状態を示して
いる。

各レコードの計数部は、その計数部にもつ物理的位置情
報（ＰＮ）とキャッシュストレージ上のブロックメモリ
を特定しかつそのブロックメモリ先端アドレスであるブ
ロックメモリ基準アドレス（ＢＡ）との間の和ＰＮ＋Ｂ
Ａでもって与えられるキャッシュストレージ上の絶対ア
ドレスに蓄積される。計数部に付属するデータ部は、計
数部が蓄積される過程で歩進されるキャッシュストレー
ジアドレスに継続１−て蓄積されればよいので、各レコ
ード間には少なくとも第２図で示したギャップ長（ＧＬ
２＋ＧＬ３）だけの空白を生ずる。この空白は、前述し
た物理的位置情報（Ｐ　Ｎ）の精度にかなりの許容範囲
を与えることを可能にしている。各レコードのＰＮの値
の順序性の故に全１ノコードがブロックメモリに蓄積さ
れても、本来のレコードの順序性が保たれることになる
。トラック終端と始端は記録媒体に依存した物理的信号
であるインデックスマーク信号の検出によって判別され
、全レコード蓄積の完了は最初に蓄積を開始したレコー
ドのもつＰＮを保持しておきこれとインデックスマーク
信号検出後のレコード蓄積過程中に予測計算して求めた
次のレコードのＰＮとを比較し後者が前者と一致するこ
とにより判別さｈ得る。

参照番号７０は」二記レコード蓄積の最終状態を示して
おり、上記では説明しなかったレコード依存パターン７
１〜７３を含んでいる。レコード存在パターン７２〜７
３はレコードのも゛つＰＮが与えるブロックメモリ上の
相対アドレスに置かれる。

計数部そのものはこの１ノコード存在パターン７２〜７
３に続けて蓄積されている。ＨＡ　（ホームアト１／ス
）部は特別に処理されＨＡ部の直前に存在するギャップ
はないものとして扱われるのでレコード存在パターン７
１は当該ブロックメモリ上の先端に置かれる。これら一
連の処理はレコード蓄積過程に於て容易に無し遂げられ
る。レコード存在パターン７１は「ＯＦ」のパターンを
もちＨＡ部を意味づけ、レコード存在パターン７２は「
ＩＦ」のパターンをもちレコード存在を意味づけ、レコ
ード存在パターン７３はｒＦＦＪのパターンをもちレコ
ードが以降に存在していないことを意味づけられている
。

レコード蓄積過程において最初の蓄積レコードを除けば
他のレコードのもつＰＮはすべて予測することが可能で
ある。上記レコード存在パターン７３はこの予測された
ＰＮによるプロ、クンモリ上の相対アドレスに置かれる
。この場合、このＰＮを求めたときにｒｌＦＪパターン
をブロックメモリ上に書込んで置き、インデックスマー
ク検出直後ｒＦＦＪパターンで書変えることが行なわれ
る。

モジ、このＰＮがブロックメモリサイズより大きい値と
なった場合は、レコード存在パターン７３はブロックメ
モリに存在しない。しかしながら、ブロックメモリ上で
レコード検索を実行する場合にも次のレコードのＰＮを
予測しＰＮがブロックメモリサイズ以下のときにのみレ
コード存在パターンを参照しレコードの存在を確認し、
このＰＮがブロックメモリサイズより大きい場合には以
降にレコードが存在しないと判断することにより何も問
題を生じない。

次に第４図を参照してレコードの蓄積を開始するときの
動作を簡単に説明する。巡回型ファイル装置３の選択さ
れたトラック上の任意の計数部３１が読取られ第２イン
タフェース手段２２を介してデータ制御手段２４のデー
タ制御部２４１に供給される。全体制御手段２５はこれ
に先立ってバイトカウンタ２４２に計数部のバイト長を
設定■１−、バッファアドレスレジスタ２４３に初Ｍ値
を設定■し、データ制御部２４１を方向付け■しキャッ
シュストレージ２３への書込み抑制とバッファ手段２６
へのデータ格納を行なわしめるようにしておく。データ
制御部２４１はバイトカウンタ２４２に設定されたバイ
ト数だけデータを読込みバッファ手段２Ｇに格納する。

バッファ手段２ＧはＲＡＭによって構成されていてバッ
ファアドレスレジスタ２４３によって格納開始アドレス
を与えられている。データ制御部２４１は１バイトのデ
ータを読込むとバイトカウンタ２４２を１だけ減じて行
き、またバッファ手段２６に１バイトのデータを格納す
るたびにバッファアドレスレジスタ２４３の内容を１だ
け加算して行く。バイトカウンタ２４２のカラン）・が
尽きるとバッファ手段２６へのデータ格納も完了するか
ら全体制御手段２５はこれを待って計数部３１０ＰＮが
格納されたバッファアドレスをバッファアドレスレジス
タ２４３に設定■工〜その内容を読出してキャッシュス
トミノ−ジアドレスレジスタ２４４に設定■する。この
場召のアドレス内容はブロックメモリ相対アドレスとし
てのＰＮとブロックメモリ基準アドレスＢＡとの和がと
られる。全体制御手段２５はレコード存在パターン「Ｉ
Ｆ」を生成しブロックメモリに書込■み、キャッシュス
トレージアドレスレジスタ２４４を歩進■しておく。

この時点に於て時間に余裕があれば全体制御手段２５は
バッファ手段２６に格納されている計数部をブロックメ
モリに移送■してアドレス歩進■してよい。もし指令連
鎖が行なわれて時間に余裕がないならばトラック終端に
達した時点で」二記計数部をブロックメモリに移送■す
ればよく、この場合アドレスは空送りする意味で単に歩
進■よ２ておく。続く計数部のバッファ手段２６への格
納開始アドレスを変えておけば、上記計数部は保存され
ることになる。

引続き、全体制御手段２５はバッファアドレスレジスタ
２４３に所定のアドレスを設定■し上記計数部のＤＬを
読取りバイトカウンタ２４２に設定■する。再びデータ
制御部２４１を操作■して今度はバッファ手段２６への
格納を抑制御〜、キャッシュストレージ２３へのデータ
蓄積を方向付ける。

計数部に続いて読取られデータ制御部２４】に供給され
たデータ部データ３２は、バイトカウンタ２４２に設定
された数だけ受取られてキャッシュストレージ２３に蓄
積される。データ制御部２４１は、当該データを受取る
ごとにバイトカウンタ２４２を１だけ減じて行き、キャ
ッジ１、ストレージ２３に４バイト蓄積するごとに４だ
けキャッシュストレージアドレスレジスタ２４４の内容
を歩進して行く。

このようにしてバイトカウンタ２４２の内容が尽きれば
当該レコードのキャッシュストレージ２３の選択された
ブロックメモリへの蓄積が完了する。

残りレコードも同様にしてブロックメモリに蓄積される
。

〔発明の効果〕

本発明は以上説明したように、レコードの計数部にもた
せた物理的位置情報に対応したブロックメモリの相対ア
ドレスにレコードを蓄積することにより、任意のレコー
ドから蓄積を開始しても、ブロックメモリ上のレコード
間の順序性が保たれるので途中レコードの可変長的書込
みまたは追加レコード書込みが行なわれてもブロックメ
モリ上に於ける順序の若いレコードを消失することがな
くシステムスルーブツトを高める効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示すブロック図、第２図は
レコードの計数部の物理的位置情報の説明図、第３図は
レコードのブロックメモリへの蓄積方式の説明図、第４
図は第１図に示したデータ制御手段とバッファ手段とキ
ャッシュストレージの動作を部分的に示すブロック図で
ある。 １・・・・・・データ処理システム、２・・・・・・デ
ータ処理装置、３・・・・・・巡回型ファイル装置、２
１．２２・・・・・・インタフェース手段、２３・・・
・・・キャッシュストレージ、２４・・・・・・データ
制御手段、２５・・・・・・全体制御手段、２６・・・
・・・バッファ手段、３１，４１゜４８・・・・・・レ
コード計数部、４２・・・・・・トラックバイト番号図
、３２・・・・・・データ部、６１・・・・・・トラッ
ク上レコード配置図、６２・・・・・・第１段階のブロ
ックメモリ上のレコード蓄積を示す図、６３・・・・・
・第２段階のブロックメモリ上のレコード蓄積を示す図
、７０・・・・・・１１．２段階後のブロックメモリ上
のレコード蓄積状態を示す図、２４１・・・・・・デー
タ制御Ｌ２４２・・・・・・バイトカウンタ、２４３・
・・・・・バッファアドレスレジスタ、２４４・・・・
・・キャッシュストレージアドレスレジスタ。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. データ処理システムと巡回型ファイル装置との間に配置
   され前記巡回型ファイル装置から読取ったレコードを内
   部の電子的高速ストレージに蓄積することができ前記デ
   ータ処理システムがアクセス要求したレコードがすでに
   蓄積されている場合には前記電子的高速ストレージにア
   クセスするデータ処理装置において、前記電子的高速ス
   トレージは前記巡回型ファイル装置の１トラック分に相
   当するデータ容量をもつブロックメモリを複数個備えて
   おり、該電子的高速ストレージ手段の１つの選択された
   ブロックメモリに任意のレコードから開始して１トラッ
   ク全体のレコードを蓄積する場合に、読取ったレコード
   の計数部を一時的に格納するバッファ手段を介して計数
   部に記録されているトラック上の物理的位置情報を読取
   りこの物理的位置情報をそのまま用いもしくは定数値を
   加減算して前記計数部のプロッタメモリ上の蓄積開始ア
   ドレスとするとともにそのアドレスから前記バッファ手
   段に格納された計数部をブロックメモリに書込みアドレ
   スを歩進し、引続き歩進されたアドレスから当該レコー
   ドのデータ部の読取りと同期してデータ部データをブロ
   ックメモリに書込むようにする制御手段を備えたことを
   特徴とするデータ処理装置。