JPH0421021A - 半導体ディスク装置のデータバックアップ方式 - 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】 〔目次〕 概要 産業上の利用分野 従来の技術 発明が解決しようとする課題 課題を解決するための手段 作用 実施例 発明の効果 〔概要〕 揮発性の半導体メモリのデータを退避させるための処理
時間を短縮する半導体ディスク装置のデータバックアッ
プ方式に関し、 データ退避処理時間を短縮することを目的とし、記憶部
に記憶されたデータを退避させるディスク装置を備え、
データの退避を指示された時、バッファメモリに対し、
記憶部から読出したデータブロックを読出された順に格
納した後、ディスク装置に転送して記憶させる半導体デ
ィスク装置において、バッファメモリにデータの格納が
完了した時に、ディスク装置のヘッドの位置を検出する
制御手段と、制御手段がヘッドの位置を検出した時点か
ら、バッファメモリよりデータ転送を開始するまでに必
要な時間から、オフセット量を加算して、バッファメモ
リからデータフロックを読出すアドレスを生成するアド
レス生成手段と、バッファメモリに格納された総てのデ
ータブロックの転送状態をアドレス順に表示するテーブ
ルとを設け、アドレス生成手段が生成したアドレスに基
づき、テーブルの転送状態の表示を参照して、転送済み
表示の無いデータブロックをアドレス順に選択し、選択
したデータブロックをバッファメモリより読出させてデ
ィスク装置に書込ませた後、テーブルの対応するデータ
ブロックの転送状態を転送済み表示とする構成とする。

〔産業上の利用分野〕

本発明は揮発性の半導体メモリを用いる半導体ディスク
装置に係り、特に電源切断時に該半導体メモリの記憶す
るデータを不揮発性のディスク装置に退避させるための
処理時間を短縮することを可能とする半導体ディスク装
置のデータバックアップ方式に関する。

近年、計算機システムの高速化、大容量化に伴い、外部
記憶装置のデータ転送処理速度の高速化が要求されてい
る。このため、磁気ディスク装置の如く、データの書込
み／読出しのために、ヘッドを目的シリンダに位置付け
するシーク動作や、指定されたヘッドが目的セクタに位
置付けされるのを待つ回転待ち等の機械的動作に伴う処
理時間が必要で、データ転送速度が遅い外部記憶装置の
代わりに、機械的動作に伴う処理時間が不要で高速アク
セスが可能な半導体メモリを使用する大容量の半導体デ
ィスク装置が使用されるようになって来た。

ところで、揮発性の半導体メモリは電源断によって記憶
したデータが消滅してしまうため、計算機システムの電
源を切断する際には、半導体メモリの記憶するデータを
不揮発性のディスク等に退避させる必要がある。

しかし、ディスク等にデータを退避させる場合、前記の
如き機械的動作のために、退避処理時間が長くならない
ことが必要である。

〔従来の技術〕

半導体ディスク装置は、磁気ディスク装置等の外部記憶
装置の代わりに使用されるため、半導体ディスク装置に
対するアクセス方法は磁気ディスク装置等と同一である
。即ち、上位装置からはシリンダとヘッドとセフレコー
ドを指定してデータの書込み／読出しを指示する。

従って、半導体メモリから例えば磁気ディスク装置にデ
ータを退避させる場合、半導体メモリに格納されたデー
タの先頭の格納アドレスからデータが読出され、順次磁
気ディスク装置に転送されるが、このデータの先頭の格
納アドレスはシリンダとヘッドとレコードで示されてい
る。

〔発明が解決しようとする課題〕

磁気ディスク装置が半導体メモリから転送されるデータ
を格納する場合、半導体メモリからは、シリンダとヘッ
ドとレコードで指定されるアドレスからデータを読出し
て転送するため、磁気ディスク装置も、このシリンダと
ヘッドとレコードで示されるアドレスからデータの書込
みを行う。

従って、ヘッドが指定されたシリンダに位置付けされ、
指定されたレコードが格納されるセクタに指定されたヘ
ッドが位置付けされるまで、磁気ディスク装置にはデー
タの書込みが開始されない。

従って、シークに必要な時間と回転待ちの時間が必要と
なり、退避処理時間が長くなるという問題がある。

本発明はこのような問題点に鑑み、磁気ディスク装置の
回転待ち時間を最小限に抑制することで、半導体ディス
ク装置のデータ退避処理時間を短縮することを目的とし
ている。

［課題を解決するための手段〕 第１図は本発明の詳細な説明するブロック図である。

半導体ディスク装置の制御部１は、半導体メモリで構成
される記憶部３を制御して上位装置とデータ転送を行う
。そして、サービス部２は電源切断信号を受信すると、
制御部１に通知し、制御部１は上位装置とのデータ転送
を終了させると、ディスク制御部４の制御手段７に記憶
部３のデータ退避を指示する。

制御手段７はデータ退避を指示されると、記憶部３の先
頭アドレスからアドレスをインクリメントさせてデータ
ブロックを順次読出させ、バッファメモリ６の先頭アド
レスからアドレスをインクリメントさせて順次書込ませ
る。このバッファメモリ６の容量は、ディスク装置５の
１トラックに格納することが可能なデータブロック数の
整数倍の容量を持つ。

バッファメモリ６にデータブロックの格納が完了すると
、制御手段７はバッファメモリ６に格納されたデータが
記録されるディスク装置５のトラックに対向するヘッド
の位置を検出する。即ち、記憶部３の先頭アドレスが示
す、例えば、指定されたシリンダの指定されたヘッドが
、どのセクタに位置付けしているかを検出すると、アド
レス生成手段８にヘッドの現在位置を通知する。

アドレス生成手段８は、制御手段７がヘッドの位置を検
出した時点から、バッファメモリ６よりデータ転送を開
始するまでに必要な時間から、予め定まるオフセット量
を加算して、バッファメモリ６からデータブロックを読
出すアドレスを生成する。

このオフセット量は、アドレス生成手段８が制御手段７
からヘッドの位置を通知されてから、バッファメモリ６
に送出するアドレスを生成してバッファメモリ６に送出
し、バッファメモリ６からデータブロックが読出される
までの時間中に、ヘッドが通過するセクタ数である。

又、テーブル９はバッファメモリ６に格納された総ての
データブロックの転送状態をアドレス順に表示する。即
ち、バッファメモリ６の容量によって、バッファメモリ
６に格納されるデータブロック数は決定され、バッファ
メモリ６の先頭アドレスからデータブロック数に対応し
て順次割付られたアドレス順に転送状態を表示する。

制御手段７はアドレス生成手段８が前記の如く生成した
アドレスに基づき、テーブル９の転送状態槽の表示を参
照し、この生成したアドレスに対応するデータブロック
の転送状態槽の表示が、転送済みを表示していなければ
、この生成したアドレスをバッファメモリ６に送出させ
る。そして、このアドレスによってバッファメモリ６か
ら読出されたデータブロックがディスク装置５に転送さ
れ、ディスク装置５に書込みが完了すると、制御手段７
はテーブル９の書込み完了したデータフロックに対応す
る転送状態槽に転送済みの表示を行う。

又、制御手段７は、前記の如くアドレス生成手段８が生
成したアドレスで参照したテーブル９の転送状態槽の表
示が転送済みを表示している場合は、このテーブル９で
転送済み表示の無いデータブロックをアドレス順に選択
して、この選択したデータブロックのアドレスをアドレ
ス生成手段８に作成させてバッファメモリ６に送出させ
、データブロックをバッファメモリ６より読出させる。

制御手段７はこのような動作を繰り返し、テーブル９の
転送状態を示す欄が総て転送済み表示となると、バッフ
ァメモリ６からのデータ転送が完了したと判断する。そ
して、制御手段７は前記同様記憶部３から次のデータブ
ロックをバッファメモリ６に格納する。

〔作用〕

上記の如く構成することにより、アドレス生成手段８は
制御手段７からヘッド位置を通知された後、オフセット
量を加算してアドレスを決定し、制御手段７は、このア
ドレスが指定するテーブル９の転送状態表示を参照して
、転送済み表示の無い場合、このアドレスによって、バ
ッファメモリ６からデータブロックを読出させてディス
ク装置５に転送させるため、この読出されたデータブロ
ックを記憶部３で付与されているアドレスに対応したデ
ィスク装置５のアドレスに書込むことが出来る。即ち、
このデータブロックのシリンダとヘッドとセクタで示さ
れるアドレスに書込むことが出来る。

そして、以後アドレス生成手段８が作成するアドレスに
よって、トラックの最終セクタまでデータブロックが書
込まれると、次にトラックの先頭セクタからデータブロ
ックが書込まれて、バッファメモリ６に格納されたデー
タブロックが総て転送されると、１トラック分のデータ
ブロックの書込みが完了する。

上記動作を繰り返すことにより、１トラック分のデータ
転送毎に指定されたヘッドが指定されたトラックの指定
されたセクタに位置付けされるまでの待ち時間を削減し
、この待ち時間に比し数百骨の１程度の少ない処理時間
で次のトラックのデータ転送が開始出来るため、半導体
ディスク装置のデータ退避処理時間を短縮することが出
来る。

〔実施例〕 第２図は本発明の一実施例を示す回路のブロック図で、
第３図はオフセット処理を説明する図である。

ディスク制御部４のプロセッサ１０は制御記憶１１に格
納されているプログラムを読出して動作し、第１図に示
す記憶部３のデータ退避が前記の如く指示されると、ア
ドレス生成回路１２よりバッファメモリ６の先頭アドレ
スを送出させ、このアドレスを順次インクリメントさせ
て記憶部３から送出される、例えば１トラック分のデー
タを、第３図（ａ）に示す如く、データブロックの番号
順に格納させる。即ち、記憶部３の先頭から読出された
データブロックを、（０）から順次（１）、（２）、−
・−・、（５）の如（順次格納させる。

そして、バッファメモリ６に１トラック分のデータが格
納されると、プロセッサ１０はデータ転送制御回路１４
を経てディスク装置５に対し、ヘッドの現在位置の報告
を要求する。

ディスク装置５からは命令を受は取った時点でのヘッド
の位置が報告され、例えば第３図（ａ）の現在のヘッド
位置に示す如く、一つのデータブロックが一つのセクタ
に記録されるものとすると、処理対象のデータブロック
（０）が格納されるセクタ（ωから幾つ離れたセクタ番
号の位置にヘッドが存在するかを報告する。即ち、例え
ば、図示する如く、データブロック（１）とデータブロ
ック（２）の間、即ち、セクタ（１）とセクタ（２）の
間の位置に存在するものとすると、ヘッドの位置はデー
タブロック（２）であると報告する。

プロセッサ１０はこの報告されたデータブロック（２）
を索引情報レジスタ１３に格納し、アドレス生成回路１
２にアドレス作成を指示する。従って、アドレス生成回
路１２は索引情報レジスタ１３に格納されたヘッドの現
在位置に対し、オフセット量を加算してバッファメモリ
６に送出するアドレスを作成する。

即ち、バッファメモリ６にアドレスを作成して送出シ、
バッファメモリ６から、このアドレスによって指定され
たデータブロックが続出されてディスク装置５に送出さ
れるまでに要する時間中に、ヘッドが現在位置から通過
するセクタ数をオフセット量として加算したアドレスを
作成する。

例えば、第３図の）の内部処理時間分のオフセント量に
示す如く、現在のヘッド位置にオフセット量を加算し、
生成アドレスに示す如く、２セクタ分先のデータブロッ
ク（４）を読出すアドレスを作成する。ここで、プロセ
ッサ１０はテーブル９を参照する。

第４図はテーブルの一例を説明する図である。

テーブル９は、第４図［有］）のＢＬＯＣＫ　Ｎαに示
す如く、データブロックの番号が（０）から（ｎ）まで
番号順に並べられた欄と、ＦＬＡＧに示す如く、データ
ブロックの転送状態を表示するフラグが設定される欄が
設けられ、転送済みのデータブロックのフラグ設定欄に
は論理“１”が記録され、未転送のデータブロックのフ
ラグ設定欄には論理“０”が記録されている。

プロセッサ１０はこのように構成されたチーフル９を参
照し、アドレス生成回路１２が作成した生成アドレスが
指定するデータブロック番号の転送状態を示すフラグを
調べ、未転送を示す論理“０”であれば、この生成アド
レスをバッファメモリ６に送出させ、データ転送制御回
路１４にデータ転送開始を指示する。

初期時のテーブル９のフラグ欄は総て論理“０”である
。従って、アドレス生成回路１２は、前記の如く決定し
たデータブロック（４）を読出すアドレスをバッファメ
モリ６に送出し、バッファメモリ６からは、データ転送
制御回路１４の制御により、データブロック（４）が読
出されてディスク装置５に送出されて書込まれる。

この時、ディスク装置５のヘッドは、指定されたトラッ
クのセクタ（４）の先頭領域に位置付けされているため
、データブロック（４）はセクタ（４）に書込まれる。

データ転送制御回路１４はデータブロック（４）がディ
スク装置５に書込まれると、プロセッサ１０に書込み完
了を通知する。従って、プロセッサ１０は、第４図（ａ
）に示すデータブロック（４）の如く、転送済みとなっ
たデータブロック（４）に対応するテーブル９のフラグ
設定欄に論理“１”を記録する。

そして、次のデータブロック（５）を読出すためのアド
レスをアドレス生成回路１２に作成させ、バッファメモ
リ６に送出させる。

上記動作を繰り返すことにより、バッファメモリ６から
データブロック（ｎ）がディスク装置５に転送されると
、トラックの最終セクタまでデータブロックが書込まれ
る。ここで、プロセッサ１０はアドレス生成回路１２に
対し、データブロック（０）を読出すアドレスを作成さ
せ、続いて、次のデータブロックを読出すアドレスを生
成させる。このようにして、データブロック（３）を読
出すアドレスを作成させ、データブロック（３）の書込
みが完了すると、テーブル９のフラグは総て論理“１″
となるため、プロセッサ１０は１トラック分のデータ書
込み完了と認識する。

第４図（ハ）の５ＴＡＲＴからＥＮＤまでの矢印は、上
記動作によって、テーブル９が−通り参照される順序を
示している。

又、データブロック（４）の書込み完了後、例えば、バ
ッファメモリ６からディスク装置５に転送したデータブ
ロック（５）に誤りがあってリトライが実行されるよう
な場合、プロセッサ１０は上記同様にして、アドレス生
成回路１２にアドレスを生成させ、テーブル９を参照す
る。この場合生成したアドレスがデータブロック（４）
を指示しているとすると、第３図（Ｃ）に示す如く、デ
ータブロック（４）は転送済みデータブロックであり、
テーブル９のフラグは、第４図（ｂ）に示す如く論理“
ドを示している。

この時プロセッサ１０はテーブル９の次のデータブロッ
ク（５）のフラグを調べ、論理“０”であれば、第３図
（Ｃ）の送出アドレスに示す如（、データブロック（５
）のアドレスをアドレス生成回路１２に作成させバッフ
ァメモリ６に送出させる。そして、データ転送制御回路
１４に対しては、データ転送開始タイミングを１セクタ
分遅くするように制御する。

本実施例では、バッファメモリ６の容量を１トラック分
としたが、ディスク装置５の一つのシリンダに属する複
数のトラック間に、スキュー構成（ヘッド切替え時間分
インチ・７クス位置をずらして、ヘッドを切替えて複数
トラックを連続してアクセスし得るように構成されたも
の）が実現していれば、■トラック当たりの容量に制限
されない。

又、記憶部３からバッファメモリ６へのデータ転送と、
バッファメモリ６からディスク装置５へのデータ転送を
同時に実行するため、バッファメモリ６を２重化しても
、記憶部３とバッファメモリ６間のデータ転送速度が速
いため、得られる効果は同じである。

第５図は第２図の動作を説明するフローチャートである
。

第５図（ａ）はデータセーブ処理フローを示す。プロセ
ッサ１０はステップ■で記憶部３からバ・ンファメモリ
６にデータブロックを転送させ、１トラック分のデータ
ブロックを格納させる。

そして、ステップ■でヘッドの現在位置を確認し、ステ
ップ■で索引情報レジスタ１３にヘッドの現在位置を格
納する。

次にプロセッサ１０はステップ■でアドレス生成回路１
２に指示して、バッファメモリ６に送出するアドレスの
作成を行わせる。即ち、最初はヘッドの現在位置にオフ
セット量を加算したアドレスを作成させる。そして、ス
テップ■でテーブル９を参照し、作成されたアドレスが
指定するデータブロックが転送済みか否かを調べる。即
ち、テーブル９のフラグを調べ、転送済みのデータブロ
ックでは無い場合、ステップ■の処理に移行し、作成さ
れたアドレスをバッファメモリ６に送出させる。

そして、プロセッサ１０はステップ■で、バッファメモ
リ６から読出されたデータブロックを、ディスク装置５
に書込ませ、テーブル９の該当するデータブロックのフ
ラグを設定する。そして、ステップ■でテーブル９を参
照し、バッファメモリ６のデータが総て転送済みか調べ
る。

即ち、総てのデータブロックにフラグが設定されていな
ければ、ステップ■の処理に戻り、次にバッファメモリ
６から読出すデータブロックのアドレスを作成させる。

そして、ステップ■の処理に移行する。

ステップ■で総でのデータブロックにフラグが設定され
ていると、プロセッサＩＯは１トラック分のデータ転送
が完了したと判定し、ステップ■で記憶部３の全域のデ
ータ転送が完了したか調べる。

ステップ■で記憶部３の全域のデータ転送が完了してい
なければ、ステップ■の処理に戻り、記憶部３の全域の
データ転送が完了していれば、動作を終了する。

ステップ■で作成アドレスが指定するデータブロックが
転送済みであると、プロセッサ１０はステップ［相］の
処理に移行し、テーブル９のフラグによって、未転送の
データブロックを検索する。そして、ステップ■で、検
索した未転送データブロックのアドレスを作成させ、ス
テップ■の処理に移行する。

第５図（ハ）はデータリストア処理フローを示す。

プロセッサ１０はステップ［相］でヘッドの現在位置を
確認し、ステップ■で索引情報レジスタ１３にヘッドの
現在位置を格納する。

次にプロセッサ１０はステップＯでバッファメモリ６に
送出するアドレスを作成させる。即ち、最初はヘッドの
現在位置にオフセット量を加算したアドレスを作成させ
、ステップ［相］でテーブル９を参照し、作成されたア
ドレスが指定するデータブロックが転送済みか否かを調
べる。即ち、テーブル９のフラグを調べ、転送済みのデ
ータブロックでは無い場合、ステップ■の処理に移行し
、作成されたアドレスをバッファメモリ６に送出させる
。

そして、プロセッサ１０はステップ［相］でディスク装
置５から読出されたデータブロックをバッファメモリ６
に書込ませ、テーブル９の該当するデータブロックのフ
ラグを設定する。そして、ステップ０でテーブル９を参
照し、バッファメモリ６のデータが総て転送済みか調べ
る。

即ち、総てのデータブロックにフラグが設定されていな
ければ、ステップ■の処理に戻り、次にバッファメモリ
６から読出すデータフロックのアドレスを作成させ、ス
テップ■の処理に移行する。

ステップ■で総てのデータブロックにフラグが設定され
ていると、プロセッサ１０は１トラック分のデータ転送
が完了したと判定し、ステップ０でバッファメモリ６か
ら記憶部３にデータ転送を行わせる。そして、ステップ
＠でディスク装置５の全域のデータ転送が完了したか調
べる。

ステップ［相］でディスク装置５の全域のデータ転送が
完了していなければ、ステップ■の処理に戻り、ディス
ク装Ｗ５の全域のデータ転送が完了していれば、動作を
終了する。

ステップ■で作成アドレスが指定するデータブロックが
転送済みであると、プロセッサ１０はステップ＠の処理
に移行し、テーブル９のフラグによって、未転送のデー
タブロックを検索する。そして、ステップ［相］で、検
索した未転送データブロックのアドレスを作成させ、ス
テップ■の処理に移行する。

〔発明の効果〕

以上説明した如く、本発明は磁気ディスク装置の回転待
ち時間を最小限に抑制するため、半導体ディスク装置の
データ退避処理時間を短縮することが出来る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の詳細な説明するブロンク図、第２図は
本発明の一実施例を示す回路のブロック図、 第３図はオフセット処理を説明する図、第４図はテーブ
ルの一例を説明する図、第５図は第２図の動作を説明す
るフローチャートである。 図にいて、 １は制御部、　　　　　２はサービス部、３は記憶部、
　　　　　４はディスク制御部、５はディスク装置、　
　６はハンファメモリ、７は制御手段、　　　　８はア
ドレス生成手段、９はテーブル、　　　１０はプロセッ
サ、１１は制御記憶、　　　１２はアドレス生成回路、
１３は索引情報レジスタ、 不発８月／）原理を書見β月するプロ・／７艮］第 本発明す一寅袷介１１乞示ず口２行／）　７”Ｄ−、フ
膳寥 旧

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 半導体メモリで構成される記憶部（３）に記憶されたデ
   ータを退避させるディスク装置（５）を備え、データの
   退避を指示された時、該ディスク装置（５）の１トラッ
   クに格納し得るデータブロック数の整数倍の容量を持つ
   バッファメモリ（６）に対し、該記憶部（３）から読出
   したデータブロックを読出された順に格納した後、該デ
   ィスク装置（５）に転送して記憶させる半導体ディスク
   装置において、 該バッファメモリ（６）にデータの格納が完了した時に
   、該ディスク装置（５）の該バッファメモリ（６）に格
   納されたデータが記録されるトラックに対向するヘッド
   の位置を検出する制御手段（７）と、該制御手段（７）
   がヘッドの位置を検出した時点から、該バッファメモリ
   （６）よりデータ転送を開始するまでに必要な時間から
   、予め定まるオフセット量を加算して、該バッファメモ
   リ（６）からデータブロックを読出すアドレスを生成す
   るアドレス生成手段（８）と、 該バッファメモリ（６）に格納された総てのデータブロ
   ックの転送状態をアドレス順に表示するテーブル（９）
   とを設け、 該アドレス生成手段（８）が生成したアドレスに基づき
   、該テーブル（９）の転送状態の表示を参照して、転送
   済み表示の無いデータブロックをアドレス順に選択し、
   該選択したデータブロックを該バッファメモリ（６）よ
   り読出させて該ディスク装置（５）に書込ませた後、該
   テーブル（９）の対応するデータブロックの転送状態を
   転送済み表示とすることを特徴とする半導体ディスク装
   置のデータバックアップ方式。