JPH03505943A - マルチタスク・ディスク探索コントローラ - 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】 マルチタスク・ディスク探索コントローラ（技術分野） 本発明は、ディジタル・コンピュータ・システムに関し、特に２個以上の回転デ ィスク記憶装置、例えば磁気あるいは光ディスク・ドライブを使用するコンピュ ータ・システムに関する。また更に、本発明は２個の個々のディスク・ドライブ におけるディスク面を横切ってヘッドの位置決めを行うために要する時間を短縮 するための方法および装置に関する。

（背景技術） 本発明は、米国規格協会（Ａｍｅｒｉｃａｎ　Ｎａｔｉｏｎａｌ　５ｔａｎｄａ ｒｄ　Ｉｎ５ｔｉｔｕｔｅ　；ＡＮＳ　Ｉ）の記憶モジュール・インターフェー スの規格に関連して実現されるものである。この規格に対するＡＮＳＩの表示は Ｘ３．９１１［であり、米国ニューヨーク州ニューヨーク市の米国規格協会によ り発行されたこの規格は、参考として本願に引用される。広＜ＳＭＤ規格として 知られるこの規格は、高性能のディスク・ドライブおよびディスク制御ユニット の相互接続を容易にし、またこれによりコントローラおよびディスク・ドライブ の双方の供給者に対する共通の装置インターフェース仕様を提供する。

前記ＳＭＤ規格は、１６個までのディスク・ドライブをディスク制御ユニットに より制御することを可能にする。このディスク制御ユニットは、ディスク・ドラ イブに記憶されたデータに対するホスト・コンピュータ・システムによるアクセ スを管理する能力を有する。特定のディスク・ドライブに対して指令が出される 前に、このドライブはディスク制御ユニットにより選択即ちアドレス指定されね ばならない。この規格は、何時でもディスク・ドライブ上にあるもののみがその 関連するディスク制御ユニットにより選択でき、および別のデータ転送指令を個 々のディスク・ドライブに対して発することができる前にこのディスク・ドライ ブが選択から外されることを規定する。

重要な２つのタイプのディスク指令、即ちシーク指令およびデータ転送指令があ る。このシーク指令は、ドライブ読出し／書込みヘッドを所要のディスク・トラ ック位置へ移動させることを含む。シーク指令が開始した後、第１のドライブで シーク指令が実行中、第１のドライブが選択から外すことができ、他のドライブ に対するシークあるいはデータ転送の如き他の指令を開始することができる。

もしシーク指令を他のドライブに対して発すべき場合は、これらの指令は並列に 発することができる。はとんどの制御ユニットは、「重なったシーク」と呼ばれ るこのような性能強化を有する。このシーク指令を実行しあるいは完了するため に要する時間量は、どれだけ読出し／書込みヘッドが移動されるかに依存する。

ドライブの典型的なレンジは５乃至５０ミリ秒である。シークが完了すると、「 シーク終了」と呼ばれる完了信号がＳＭＤインターフェースを介してドライブか ら受取られる。データ転送指令が、データをディスク・ドライブの表面に対して 書込み、あるいはデータをディスク・ドライブの表面から読出し／書込みへラド がその上にあるその時のトラック番号に読出す。各トラックは、多数の「セクタ ー」からなる。各セクターは、データのブロックを含む。制御ユニット即ちディ スク・ドライブの作動を制御する装置に取付けられた各ディスク・ドライブ毎に 、ＳＭＤインターフェースがセクター・マークと指標マークとを提供する。この セクター・マークおよび指標マーク信号は、短い（１乃至５マイクロ秒）パルス であるため、一般に「セクター・パルス」および「指標パルス」と呼ばれる。セ クター・パルスは、トラック上の各セクターのスタートを示す。指標パルスは、 トラックの最初のセクター即ちセクター〇のスタートを示す。このセクター・パ ルスは、指標パルスと組合わされて、各ディスク・ドライブに対して読出し／書 込みヘッド位置決めフィードバックを与えるため、制御ユニットにより使用され て「セクター・カウンタ」を生成する。指標パルスはこのカウンタをクリアし、 セクター・パルスはこのカウンタを増分する。このように、制御ユニットは、セ クター・カウンタの値を調べることにより、如何なる時もどのセクターに読出し ／書込みヘッドがあるかを判定することができる。

制御ユニットがデータを「セクターｉ」へ送るように指令されると、この制御ユ ニットは「セクターｉ−１」に対するセクター・パルスを受取った直後にデータ 転送指令を発する。この指令は、作動をトリガーする「セクターｉ」パルスの到 着を同時に制御ユニットのロジックが準備できることを保証するため、「セクタ ーｉ−１」の受取り後に発される。

前記ロジックが「セクターｉ」パルスを待機する間、次いでデータ転送がアクテ ィブになる間他のドライブに対するアクティビティは締め出される。このため、 もしデータ転送指令が「セクターｉ−１」の初めにドライブに対して開始される ならば、また直ちに別のディスク・ドライブに対してシーク指令が要求されると 、このシーク指令はデータ転送が完了するまで発されない。単一セクターのデー タ転送指令の場合は、これは２セクタ一時間程度、即ち作動することを促される 「セクターｉ−１」に対するセクタ一時間と、「セクターｉ」に対するデータ転 送時間を要し得る。この遅れは、データ転送が完了するまでシーク指令を発する ことができないため、シーク指令の性能に直接影響を及ぼす。

このため、多重セクター転送を含むデータ転送指令が発される時、シーク指令は 、全ての要求されたセクター転送が完了するまで延滞されねばならない。

（発明の要約） 本発明の目的は、未済のデータ転送指令によりディスク制御ユニットがその制御 下にあるディスク・ドライブに対して指令を発することができない時間量を減少 することにある。

本発明の別の目的は、ディスク制御ユニットからその関連するディスク・ドライ ブへのシーク指令の処理能力を向上させることにある。

本発明の他の目的は、接近しつつあるセクターに遭遇する前に指令を発する充分 な時間がないゆえに、セクターに対するデータ転送要求を開始するのが遅過ぎる かどうかを有効な方法で判定することにある。

本発明は、従来のディスク・アクセス手法と関連する性能の制約を克服するため の装置を提供する。ドライブに対してデータ転送指令を開始できる（即ち、読出 し／書込みヘッドが「セクター１−１ｊ上にある）ことを制御ユニットが判定す ると、制御ユニットは、セクターのどこまで読出し／書込みヘッドが移動したか を調べ、従って、次のセクター・パルスが生じる前にどれだけの時間が残ってい るかを知る。

このタイミング情報を提供するため、制御ユニットに対してディスク・セクター ・タイミング回路が付は加えられる。もし残りの時間量が閾値Ｑより大きければ 、指令が直ちに発されることはない。この指令は、次のセクター・パルスの直前 の時点まで延期されることになる。その後、制御ユニットはデータ転送指令の遅 れを反映するようにその作動状態を修正し、指令の将来の実行のため必要な準備 を行う。

このような遅れの状態にある間、データ転送指令のためのドライブの選択が延期 され、このため、ＳＭＤインターフェースが他の使用のため自由になるため、制 御ユニットが要求されたシーク指令を実行できるようになる。

シーク指令が送出できるかどうかを判定するため、制御ユニットは、ディスク・ セクター・タイマーから、データ転送指令を実行しなければならない前にシーク 指令を発するに充分な時間があるかどうかを判定し、これにより競合するシーク とデータ転送要求との間に競合がないことを保証する。

（図面の簡単な説明） 本発明の他の目的、利点および特徴については、当業者には、図面に関して望ま しい実施態様の完全な記述を参照すれば理解されよう。

図１は、ホスト・コンピュータと、コンピュータ・システムのハウジング内に取 付けられたディスク表示制御ユニットと、本発明が用いられるＡＮＳＩのＳＭＤ インターフェースに特定する２台のディスク・ドライブとを有するコンピュータ ・システムの概略図、 図２は、中央処理袋！、主メモリー、システム・バス、入出力バス、ディスク制 御ユニット構造、および本発明により制御される２台のディスク・ドライブを備 えたホスト・コンピュータの一例のブロック図、図３は、スピンドル、ディスク ・プラッタ、読出し／書込みヘッド、および磁気ディスク・ドライブ・システム において使用される読出し／書込みヘッドのための櫛状支持アームの側面断面図 、 図４は、図３の断面図に示されたタイプのディスク上の複数の同心トラックを示 すディスク面の平面図、 図５は、セクターおよびセクター間の間隔を示す図４に示したタイプのディスク 上の１本のトラックの平面図、 図６は、ディスクの回転中生成され、ディスク指令の発生を制御するため使用さ れる種々の制御信号の相対的なタイミングを示す図、図７は、本発明によるディ スク指令の生成を制御する回路の一実施例図である。

（実施例） まず図１を参照する。以降の記述は、本発明の現在望ましい実施態様を含むコン ピュータ・システム１００の構造および作動を述べる。計算を行いデータを処理 するためのホスト・コンピュータ・システム１０１は、ディスク制御ユニット１ ０２を介して複数のディスク・ドライブ１０４および１０６と接続されている。

データ処理システム１０１からディスク制御ユニット１０２を介しての第１のデ ィスク・ドライブ１０４に対する第１の接続は、専用の読出し／書込みケーブル １０３により行われる。このケーブルは、ディスク・ドライブ１０４における読 出し／書込み動作のため要求されるデータを転送する。図１における第２のディ スク・ドライブ１０６は、それ自体の読出し／書込みケーブル１０５によりディ スク制御ユニット１０２に接続されている。

各ディスク・ドライブは、ディスク制御ユニット１０２と放射状に接続されたそ れ自体の専用化された読出し／書込みケーブルを有する。制御信号は、ディスク 制御ユニット１０２からディスク・ドライブ１０４．１０６を直列に接続する個 々の制御ケーブル１０９を介してディスク・ドライブ１０４．１０６へ送られる 。ディスク制御ユニット１０２と接続された各ディスク・ドライブは、制御ケー ブル１０９と直列に接続されている。当業者は、制御ユニット１０２と接続され たディスク・ドライブの可能な数量が２台に限定されることはないことを認識し よう、、２台のディスク・ドライブ１０４．１０６として表現したのは便宜上選 択されたもので、例示に過ぎない。同様に、図１にはただ１台のディスク制御ユ ニット１０２が示されるが、各々を多数のディスク・ドライブと接続して多数の ディスク制御ユニット１０２をデータ処理システム１０１と接続することができ る。

ディスク制御ユニット１０２は、データ処理システム１０１からディスク・ドラ イブ１０４．１０６に対するデータの操作およびアクセス要求を制御する。この ため、ディスク・ドライブ１０４あるいはディスク・ドライブ１０６のいずれか 一方に対してホスト・コンピュータ・システム１０１により向けられたディスク 操作は、最初ディスク制御ユニット１０２へ送られ、このユニットが適当なディ スク指令を各ディスク・ドライブへ発する。

ディスク・ドライブ１０４．１０６は、データを記憶して後で読出すことができ る１つ以上の磁気プラッタを収容する。

図２においては、ホスト・コンピュータ・システム１０１およびディスク制御ユ ニット１０２のディスク・ドライブ１０４．１０６に対する接続が更に詳細に示 されている。

中央処理装置２０１即ちＣＰＵは、ホスト・コンピュータ・システム１０１にお ける計算およびデータ処理機能を行う。ＣＰＵ２０１は、主メモＩＪ−２０３と 接続される。

この主メモリーは、メモリー制御ユニット（ＭＣＵ）２０２を介して記憶装置と ＣＰＵ２０１間に読出され書込まれるデータを記憶する。このＭＣＵは、メモリ ー・バス２０４を介して一緒に接続された関連するメモリー２０３間のデータ読 出し／書込み操作を制御する。ＣＰ　Ｕ２Ｏ５およびメモリー２０３は、データ 処理システム１０１に対して外部にデータを送受する目的のため、入出力コント ローラ（ＩＯＣ）２０８とインターフェースする。メモリー２０３およびＣＰ　 Ｕ２Ｏ５は、システム・データ・バス２０５、システム・アドレス・バス２０６ 、システム・バス・インターフェース（ＳＢＩ）２０７および入出力バス２１０ を介して、ｌ０Ｃ２０８と接続される。システム・バス・インターフェース２０ ７は、システム・データ・バス２０５およびシステム・アドレス・バス２０６を 介してＣＰＵおよびメモリーに対するｌ０Ｃ２０８のアクセスを調停する。

入出力コントローラ２０８は、データ処理システム１０１の外部にある特定の種 類の周辺デバイスを制御するプロセッサである。ディスク制御ユニット１０２は 、このようなｌ０Ｃ２０８の一例であり、特に図２にｒＯｃ１０２として示され る。

このディスク制御ユニット１０２は、本明細書において前に述べたディスク・ケ ーブル・コネクタ１０３．１０５．１０９を介してディスク・ドライブ１０４． １０６と接続される。

図３においては、例えばディスク・ドライブ１０４の小組立体３００が断面で示 される。各々がディスク・プラッタ３０２．３０３．３０４．３０５上に情報を 記録することができる該ディスク・プラッタの１つ以上が垂直方向に重ねられ、 スピンドル３０１に対して固定される。スピンドル３０１は、ディスク・プラッ タ３０２．３０３．３０４．３０５に対して直角に軸心３０６の周囲で回転自在 であり、また通常の作動においては、スピンドル３０１およびディスク・プラッ タは非常に大きな角速度で方向３０７に回転する。ディスク・プラッタ３０２． ３０３．３０４．３０５は、形状が円形であり、典型的には情報は頂面と底面の 双方に記録される。しかし、当業者は、情報が頂面あるいは底面の一方のみに記 録されることもあることを認識しよう。

情報は、読出し／書込みヘッド３０８ａ〜３０８ｈによりディスク・ブラック３ ０２．３０３．３０４．３０５の面に記録されあるいはこれから読出される。こ れら読出し／書込みヘッドは、部材３０９ａ〜３０９ｈによりアーム３１０に対 して取付けられる。アーム３１０は、矢印３１７により示される如く水平方向に 前後に移動して、読出し／書込みヘッド３０８ａ〜３０８ｈがディスク・プラッ タ３０２．３０３．３０４．３０５の如何なる半径方向位置にも位置決めさせる 。再び、当業者は、全ての読出し／書込みヘッド３０８ａ　　〜３０８ｈが１つ のアーム３１０に結合される必要がなく、別個のアームに結合する　ことができ 、またこのため２本以上のアームが独立的に運動できるようにすることを理解し よう。

次に図４には、ディスク・プラッタ３０２、読出し／書込みヘッド３０８および アーム組立体３０９の平面図が示される。ディスク・プラッタ３０２は、１つ以 上の同心円状のトラック４００−１〜４００−Ｎからなっている。図４において は、特定のトラックが参照番号４０１により示される。トラック４００−１〜４ ００−Ｎの各々には個々の情報を記録し読出すことができる。例えば、円形のデ ィスク・プラッタ３０２に対するアーム３０９の半径方向の運動により、読出し ／書込みヘッド３０８は特定のトラック４０１上に位置決めされ情報を読出しあ るいは記録することができる。アーム３０９の運動方向は、矢印４０２によって 示される。

次に図５では、各トラック４０１内でセクターがどんな順序に置かれるかの図が 示される。トラック４０１は、そのセクターの小区分に分割される如くに示され る。本発明の本実施例は、トラックおよびセクターのアドレスを含む５３バイト のプレフィックス、２０４８バイトのユーザ・データ、および１つのエラー補正 コードを含む２２５バイトのポストアンブルからなる固定長さのセクターを用い た。このため、全セクター長さは、２３２６バイト長である。特定のトラックと 関連するセクターは、セクター〇から始まる番号が付され、参照番号５０３で識 別され、セクター毎に１つずつ増加する。図５においては、Ｎ＋１個のセクター が示される。トラック上の最後のセクターは、参照番号５０９で識別されるセク ターＮである。この番号は、１つのトラックが保持できるデータ量および各セク ターの長さに依存する。各セクターの終りには、日付あるいはアドレス情報を含 まない［セクター間ギャップ」と呼ばれるトラック領域が存在する。

この無効領域は、セクター・データの終りで始まり、次のセクターの初めまで続 く。望ましい実施態様においては、セクター間ギャップ５０２は、トラックの総 データ容量とセクター長さの和との間の差を勘定するトラック上に均等に分布さ れた１６進数Ｏの領域である。

ディスク・プラッタが矢印３０７で示される方向に回転して、特定のディスク・ ドライブ１０４がディスク制御ユニット１０２および所要のトラック上に適正に 置かれた読出し／書込みヘッドにより選択される時、読出し／書込みヘッド３０ ８ａ〜３０８ｈがセクター〇のスタート５０７に到達すると、指標パルス信号が ディスク・ドライブ１０４からディスク制御ユニット１０２に対して送られる。

更に、読出し／書込みヘッド３０８ａ〜３０８ｈが参照番号５０５により示され る任意のセクターｉの初め５０８と遭遇すると、セクター・パルス信号がディス ク・ドライブ１０４からディスク制御ユニット１０２に対して送られる。このセ クター・パルスは、データ転送動作の開始の用意ができるようにディスク制御ユ ニット１０２によって使用されるが、これは全てのデータ転送動作がこの基準点 で開始することが必要であるためである。ディスク制御ユニット１０２はセクタ ー・パルスおよび指標パルスを用いて、各ディスク・ドライブ１０４に対するヘ ッド位置決めフィードバックを行う「セクター・カウンタ」を生成する。このデ ィスク制御ユニット１０２は、この「セクター・カウンタ」を調べることにより 、如何なるときも読出し／書込みヘッド３０３がどのセクターにあるかを判定す ることができる。指標パルスは、セクター・カウンタをセクタ一番号Ｏにクリア し、各セクター・パルスがこのカウンタを１つだけ増分する。

特定のセクターに対するデータ転送動作は、これが読出しあるいは書込み指令の どちらであっても、ディスク・ブラックの読出し／書込みヘッド下方の所要のセ クターへの回転が行われる前に、ディスク制御ユニット１０２からディスク・ド ライブ１０４に対して開始されねばならない。データ転送動作中ディスク・ドラ イブ１０４に向けられるデータ転送は、そのセクター・パルスにより識別される 目標のセクターのスタートに開始されることになる。

次に図６においては、データ転送指令の遅れおよび介在するシーク指令の起生に ついて示すタイミング図が示される。矢印６０３により示される時間Ｔは、参照 番号５０４により示される「セクターｉ−１」の回転中、および例えば読出し／ 書込みヘッド３０８ａを通過したその終りのセクター間ギャップ５０２の経過し た全時間である。時間Ｔの始まりは、例えば「セクター１−ＩＪ５０５に対する セクター・パルス６０１の前エツジにマークされ、「セクターｉ　Ｊ　５０６に 対するセクター・パルス６０２の初めに終了される。ＳＭＤ仕様によれば、セク ター・パルスあるいは指標パルスは１から数マイクロ秒の間に変化する期間を有 する。

「セクター１−ＩＪ５０４に対する制御ユニット１０２によるセクター・パルス ６０１の受取り前にホスト・コンピュータ・システム１０１により開始され、あ るいは読出し／書込みヘッド３０８ａが「セクターｉ　−ＩＪ　５０４の付近内 にあって「セクターｉ　Ｊ　５０５に対するセクター・パルス６０２の受取り前 の１時間６０４以上の後に開始される「セクターｉ−１」の間ホスト・コンピュ ータ・システムにより実行される「セクターｉ　Ｊ　５０５のデータの転送のた めのデータ転送指令は、次の「セクターｉ」のパルス６０２におけるデータ転送 のため制御ユニットにより開始されることになる。

もし「セクターｉ」パルス６０２の受取り前に１時間６０４より短い時間が残っ ているならば、「セクターｉ」パルス６０２前の動作を開始するに必要な準備を 行うために充分な時間がないため、データ転送指令は開始しないことになる。も しこれが転送されるべき唯一のセクターであれば、指令が開始できる前にトラッ ク４０１の完全な回転が要求されることになる。望ましい実施態様においては、 時間Ｉは１１０マイクロ秒であるが、当業者は、この時間がディスク制御ユニッ トの実行速度およびディスク・ドライブ１０４に対するデータ転送指令を開始す るに要する準備量に依存することを理解しよう。

読出し／書込みヘッド３０８ａが［セクター１−ＩＪ５０４内でしかも「セクタ ーｉ　Ｊ　５０５に対してセクター・パルス６０２からの時間（Ｑ＋１）より大 きな位置に置かれる間、ディスク制御ユニット１０２により受取られるデータ転 送指令は直ちには実行されないが遅らされて、「セクターｉ」パルス６０２の前 に、時間■６０４において後で実行されることになる。図６においては、データ 転送指令が遅らされる時間幅が時間Ｗ６０７として示される。望ましい実施態様 においては、時間Ｑは２５６マイクロ秒であるが、当業者には、この時間がディ スク制御ユニット１０２の実行性能の最適化に依存することが判るであろう。

ディスク・ドライブ１０４に対して一旦データ転送指令が発されると、初めのデ ータ転送指令が完了するまでは、ディスク制御ユニット１０２がデータ転送指令 あるいはシーク指令を他のディスク・ドライブへ発することは不可能であること を想起しなければならない。このように、データ転送指令の開始の遅れが、時間 Ｘ６１０の間シーク指令を別のディスク・ドライブ１０６へ発することを可能に する。

延期されたデータ転送指令は、時間■６０４において開始されることになる。指 令のセットアツプのオーバーヘッドを含むシーク指令を発する典型的な時間５６ ０８は、略々６０マイクロ秒である。時間５６０８の開始後受取った介在するシ ーク指令は直ちに実行されることはなく、データ転送要求が完了するまで保留さ れるが、これはシーク指令を発することができかつ依然として「セクターｉ」パ ルス６０２が受取られる前にデータ転送指令を実行することができることを保証 する充分な時間がないためである。

次に、ディスク制御ユニット１０２におけるディスク・セクター・タイマー回路 の説明のための図７を参照する。ディスク・セクター・タイマーは、計算および 入出力能力を提供する中央処理装置ＣＰＵを含む汎用マイクロプロセッサ７００ の使用により実現される。本発明において用いられるマイクロプロセッサは、Ｚ ｉｌｏｇ社から入手可能なＺ８８００である。しかし、当業者は、本発明の実施 のため別のマイクロプロセッサを使用できること、および本発明をＺ８８００マ イクロプロセッサに限定する意図はないことが判るであろう。本発明の望ましい 実施態様においては、マイクロプロセッサ７００は、予め定めた時間が経過した 時ＣＰＵに割込みするプログラム可能な割込みタイマーＰ　Ｉ　ＴＭ７３５を含 む。

汎用マイクロプロセッサ７００が内部ＰＩＴＭ７３５を含まない場合、同じ機能 のＰＩＴＭ即ちプログラム可能割込みタイマー７０１を外部に提供する別個の構 成要素を使用することができる。本発明は、Ｉｎｔｅ１社から入手可能な８２５ ４プログラム可能タイマー／カウンタを使用する。しかし、当業者は、本発明の 実施のため別のプログラム可能タイマーを使用できること、および本発明を特定 のプログラム可能タイマーに限定する意図はないことが判るであろう。プログラ ム可能な割込みタイマー７３５あるいは７０１は各々、初期値にロードされＰ　 Ｉ　ＴＸ７０１の場合は自由クロック７３４およびＰＩＴＭの場合は７３３に従 って減分される１つ以上のタイマー・カウンタＴＣ０７１Ｂ、ＴＣ１７１９、Ｔ 　Ｃ２７２０およびＴＣ３７２１を有する。

ディスク制御ユニット１０２と接続されたディスク・ドライブ１０４または１０ ６の各々は、ＰＩＴＭまたはＰＩＴＸにおけるタイマー・カウンタを関連させて いる。

図７は、マイクロプロセッサ７００におけるタイマー・カウンタＴＣＯ７１８お よびＰ　Ｉ　ＴＸ７０１における３個のＴＣＩカウンタ７１９、Ｔ、Ｃ２７２０ およびＴ　Ｃ３７２１を有するディスク制御ユニット１０２を示している。しか し、当業者は、Ｐ　Ｉ　ＴＸ７０１をカスケード接続するか、あるいは多数のタ イマー・カウンタを有するマイクロプロセッサ７００を用いることによりより多 くのＰＩＴＸ７０１の要素を使用できることが判るであろう。

次に、タイマー・カウンタ７１９に関してタイマー・カウンタの入力および動作 を説明する。他のタイマー・カウンタの作動は同じである。

タイマー・カウンタ７１９は、入出力ボートｌ０Ｐ７３１を介してマイクロプロ セッサ７００により供給される初期値でロードされる。この初期値は、セクター ・パルス６０１あるいは指標パルスから時間ｌ６０４のスタートまでの時間に対 応する。この値は、両方向性回線７０３により伝送され、タイマー・カウンタ７ １９に与える前に、最初はＰ　Ｉ　ＴＸ７０１のデータ・カウンタ保持レジスタ ＤＣＲ７０２ｂに記憶される。

各タイマー・カウンタ７１８．７１９．７２０．７２１は、関連するＤＣＲ７０ ９２ａ−７０２ｄを有する。一旦タイマー・カウンタ７１９が時間値でロードさ れると、これはセクター・パルス信号５Ｐ１７１０あるいは指標パルス信号ｌＸ １７１１のいずれか一方がＮＯＲゲート７０５に与えられる時、その減分プロセ スを開始することになる。

タイマー・カウンタ７１９は、自由動作クロック信号ＣＬＫＳＩＧ７３４に従っ て減分することになる。各クロック・サイクルは、タイマー・カウンタ１を１だ け減算する。新しいセクター・パルス信号５Ｐ１７１０あるいは指標パルス信号 Ｉ　Ｘ　１７１１の提供と同時に、タイマー・カウンタ１７１８はその初期値で 再びロードされ、減分プロセスが再び始まる。

各タイマー・カウンタはまた、タイマー・カウンタのその時のカウントを捕らえ て保持することができるカウンタ・ラッチ・レジスタ（ＣＬＲ）を有する。

マイクロプロセッサ７００は、両方向性回線７０３上のこの捕捉されたカウント を読出すことができる。○ＵＴＩ信号７２４のレベルは、タイマー１のカウンタ の状態を表わす。この信号は、インバータ７２９を介しての他のＯＵＴ信号７２ ５．７２６と多重化されて、マイクロプロセッサ７００により読出すことができ るＯＵＴ’７２７信号を生じる。マイクロプロセッサ７００は、ＤＳＯおよびＤ ＳＬ回線７２８の使用により、ＯＵＴ回線のどれかを選択してＯＵＴ＊７３０に 出力する。

タイマー１カウンタがゼロまで減算する時、タイマー・カウンタが次のセクター 即ち指標パルスで再びローされるまで、０ＵＴ１７２４回線のレベルはローから ハイの状態に遷移する。このため、もし０ＩＪＴ１７２４回線がマイクロプロセ ッサ７００により読出されるべく選択され、読出し／書込みヘッドがセクター・ パルスの時間１以内に置かれるならば、ＯＵＴ＄７３０はローとなる。

ディスク制御ユニット１０２が「セクター１−１４５０４内にありディスク・ド ライブ１０４に対する「セクターｉ　Ｊ　５０５上のデータ転送を行うことを欲 する時、これは多重化○ＵＴ”信号７３０の状態を迅速に調べることができる。

もしこの信号がローであれば、セクター・パルス１６０２までの時間は１時間６ ０４よりも短く、作動を開始することができない。もしこの信号がハイならば、 残りの正確な時間は減分することを必要とする。

タイマー・カウンタ７１９のその時の内容はマイクロプロセッサ７００により読 出すことができる。これは、ＣＬ　Ｒ１７２０ｆにおいては、タイマー１カウン タの内容をラッチすることにより行われて、マイクロプロセッサがインターフェ ース回線７０３を介して捕捉されたタイマー・カウンタ７１８を読出すことを可 能にする。もしこの時間の値が時間０６０６より長ければ、データ転送指令は延 期されて可能な介入シーク操作を許容する。データ転送指令は、選択されたＯＵ Ｔ＊信号７３０がローとなり時間Ｉ　６０４の開始をシグナリングする時、ディ スク制御ユニット１０２により延期されて発されることになる。

本発明については特に望ましい実施態様に関して示し記したが、当業者には本発 明の趣旨および範囲から逸脱することなく形態および細部の種々の変更が可能な ことが理解されよう。

ＦＩＧ、　５ 国際調査報告

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. １．情報を記憶するための複数のセクターに区分された１つ以上のディスク・プ ラッタを含み、前記情報を検索し記憶するための読出し／書込み手段を含む複数 の回転ディスク・ドライブ手段を設け、各ディスク・ドライブ手段が更に、該デ ィスク・ドライブ手段のディスク・プラッタの回転に対する前記読出し／書込み 手段の複数の予め定めた位置を決定するための位置検出手段と、前記読出し／書 込み手段の予め定めた位置の識別を送出しかつデータ転送指令、および前記ディ スク・プラッタを半径方向への前記読出し／書込み手段の移動を開始する指令で あるシーク指令を受取るための第１の通信手段とを含み、 前記ディスク・ドライブ手段と接続され、前記読出し／書込み手段に対する予め 定めた位置の識別を受取り、かつデータ転送指令、および前記ディスク・プラッ タを半径方向への前記読出し／書込み手段の移動を開始する指令であるシーク指 令を該ディスク・ドライブ手段へ送出するための第２の通信手段を含む、ディス ク・ドライブ手段の作動を制御するディスク制御ユニット手段を設け、 ディスク制御ユニット手段は更に、前記ディスク・ドライブ記憶手段の位置検出 手段に応答して、特定のセクターに対する回転時間を決定するタイミング手段を 含み、 ディスク制御ユニット手段は更にまた、読出し／書込み手段が「セクターｉ−１ 」内におかれるまで「セクターｉ」内のデータのアクセスに対するデータ転送保 留指令の前記ディスク・ドライブ手段に対する伝送を延期する遅延手段を含み、 前記データ転送指令の送出が延期される期間中、別のディスク・ドライブ手段に アドレス指定された後続のシーク指令が送出されることを特徴とするデータ転送 システム。
2. ２．前記制御ユニット手段が、ホスト・コンピュータ・システムを含み、該シス テムは中央処理装置（ＣＰＵ）と、該中央処理装置により使用される情報を記憶 するためのメモリーと、ホスト・コンピュータ・システムの他の構成要素との通 信のためのバスとを含むことを特徴とする請求項１記載のデータ転送システム。
3. ３．ディスク制御ユニットからディスク・ドライブに対するシーク指令およびデ ータ転送指令を調整する方法において、前記ディスク・ドライブの読出し／書込 みヘッドが、データ転送指令が作動するセクターの前方のセクターの境界内にあ る間、および前記読出し／書込みヘッドが、データ転送指令が作動するセクター と関連するセクター・パルスから（Ｑ＋Ｉ）時間以上離れている間にデータ転送 指令が前記ディスク制御ユニットにより受取られる時、第１のディスク・ドライ ブに対するディスク制御ユニットからのデータ転送指令の要求の起生を延期し、 データ転送指令が延期される間、第１のディスク・ドライブ以外のディスク・ド ライブに対してディスク制御ユニットからシーク指令を発し、前記データ転送指 令が作動するセクターのセクター・パルスのＩ時間前に、前記第１のディスク・ ドライブに対してデータ転送指令を発するステップを含むことを特徴とする方法 。