JPH0470649B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

Ａ 産業上の利用分野 本発明は、情報処理システムの記録動作に関
し、具体的には、第１の様式とは互換性のない第
２の様式でフオーマツトされた記憶装置に第１の
様式で配列されたデータを記録することに関す
る。 Ｂ 従来技術及び発明が解決しようとする問題点 情報処理システムは、周辺データ記録装置にデ
ータを記録するために多様な様式を使用してき
た。あるデータ記録様式が選択されると、情報処
理システムのプログラミングが、選択された様式
で動作するように設計される。この制御は、デー
タ記録装置が、プログラミングで企図された様式
を使用しなければならず、またその逆もあり得る
ことを意味している。ある記録様式を他の記録様
式でエミユレートすることが実現されているが、
こうしたエミユレーシヨンでは、プログラミング
がエミユレートされた様式を容易にアドレスでき
なかつた。すなわち、エミユレーシヨン・ソフト
ウエアは、第１の様式のアドレスを第２の様式の
異なるアドレスに変換しなければならなかうた。
こうしたアドレス変換は、第２の様式に記録され
たとき第１の様式のレコード・アドレスを混乱さ
せるだけでなく、かなりのバツフアリング資源と
命令実行資源を必要とする。 マリリン・ボール（Marilyn Bohl）著「IBM
直接アクセス記憶装置入門
（INTRODUCNTION TO IBM DIRECT
ACCESS STORGE DEVICES）」、出版物SR20
−4738、Science Research Associates、Inc.、
シカゴ、の第４章には、２つのデータ様式が記載
されている。第１の様式は、インターナシヨナ
ル・ビジネス・マシーンズ社（IBM）のデイス
ク記録装置（デイスク・フアイル及びDASDとも
呼ばれる）で使用される周知のカウント、キー、
データ（CKD）様式である。多くの大規模情報
処理システムが、そのプログラミング及び記録に
CKDデータ様式を利用している。ボールはまた、
固定ブロツク（FB）記録（ブロツク・アーキテ
クチヤ（FBA）様式とも呼ばれる）も記載して
いる。対照的に、CKD様式では、レコード・サ
イズに応じてデイスク・トラツク記録様式を分割
することにより、大きなレコードのデイスク空間
を効率よく使用できる。FBA様式では同一サイ
ズの１組のアドレス可能領域（ブロツクと呼ばれ
る）を使用し、その領域のそれぞれに、512バイ
ト、1024バイト、2048バイトなどある固定量まで
のデータが記憶できる。（512バイトより小さいも
のなど）小さいサイズのレコードでは、FBAは
CKDに比べていくつかの利点をもつ。いずれに
せよ、一部はCKD様式を使用し一部はFBM様式
を使用するDASDを備えた情報処理システムが利
用される。システムで実行されるプログラムの多
くは、CKD様式で動作するように設計されてい
る。したがつて、CKD様式データをFBA装置で
記録できるようにすることが望ましい。FBA様
式で記憶されたすべてのデータ・レコードの
CKDレコード・アドレス可能性を維持すること
も望ましい。 以前のFBA装置でCKD様式データを記録する
手順は、「IBM4321／4331プロセツサ互換性機能
（IBM4321／4331Processors Compatibility
Features）」、IBM出版物GA33−1528−２、第３
版、1982年９月、に一般的に記載されている。こ
の様式重畳記録では（真のエミユレーシヨンでは
ない）、IBM2311及び2314DASDボリユーム上の
CKD様式データが、IBM3310FBA記録装置に記
録された。この出版物の教示によると、CKD様
式データをFBA記録装置に圧縮するため、すべ
てのギヤツプ（DASDに記録されたときデータ様
式の様々なフイールド間に挿入されたデータを含
まない領域）が除去される。この動作は、CKD
様式によるレコードのCKDアドレス可能性を混
乱させる。CKD記録装置のトラツク全体（その
トラツクがデータで満たされていない場合でも）
がFBA記録装置に記録される。様式重畳記録の
マツピングが、前記の出版物の第２−３ページに
示されている。FBA記録装置に記憶されたCKD
レコードのCKD回転アドレス可能性を維持する
ことにより、FBA様式の記録装置でCKD様式の
真のエミユレーシヨンを実現することが望まし
い。 本発明の目的は、第２様式において第１様式の
レコードのバイト変位相対位置を維持しながら、
第１の様式のデータ・レコードを第２の非互換レ
コード様式にフオーマツトし直すことにある。 本発明の他の目的は、第２の様式でのアドレツ
シングで仮想トラツク概念を使用して、両方の様
式でレコードのバイト変位アドレスを同じに維持
しながら、制御情報を第２の様式に追加すること
により第２の非互換様式で記録されたときに第１
の様式のデータのアドレツシングを提供すること
である。 Ｃ 問題点を解決するための手段 本発明によれば、第２の様式で記憶されるよう
に修正されたときに第１の様式のレコードのバイ
ト変位アドレス可能性を維持しながら、各アドレ
ス可能レコード中に（CKD様式データ中のカウ
ント・フイールドやキー・フイールドなどの）制
御フイールドとデータ・フイールドを含む第１の
様式のデータが、第２の非互換様式のデータとし
て記憶されるように修正される。こうした修正
は、その間に、レコード内ギヤツプ、エラー検出
冗長情報、物理パラメータ・データ、第１の様式
に固有のパデイングを除去しながら、両方の様式
でレコード間ギヤツプを維持することにより、第
１の様式の第２の様式へのエミユレーシヨンを達
成する。第２の様式でのデータ構成は、第１の様
式から独立し、レコードが第２の様式のアドレス
可能部分に分割されるようになつている。 制御情報は、アドレス可能部分に記憶された１
つのレコードの１つの制御フイールドに関係する
第２の様式の各アドレス可能部分に追加される。
第１の様式のデータ長は完全に可変であり、最小
数のアドレス可能部分が修正された第１の様式の
データを第２の様式で記録する際に消費される。 本発明の特定の実施例では、CKD様式データ
の１つまたは複数のDASDトラツクが、FBA様
式のブロツクが第２の様式のアドレス可能部分
と、ある仮想トラツクとしてFBA様式でエミユ
レートされる。この実施例は、データの多くの仮
想トラツクで構成される仮想CKDデイスクをエ
ミユレートすることを含む。 本発明の上記及びその他の目的、特徴及び利点
は、添付図面に示す、本発明の好ましい実施例に
ついて以下の具体的な説明から明らかになるであ
ろう。 Ｄ 実施例 図面を参照すると、同じ部品及び製造上の特徴
を同じ番号と文字で示す。第１図に、本発明を利
用すると好都合な情報処理システムが、主記憶装
置１１からのプログラムを実行する上位プロセツ
サ１０を含むものとして示されている。周辺プロ
グラム記憶装置（図示せず）からのプラグラムを
主記憶装置１１にページングするには、通常の手
段を使用する。（通常は上記プロセツサ１０と同
じキヤビネツトに実装されている）チヤネル・プ
ロセツサ１２が、上位プロセツサ１０の望ましい
入出力マシン動作を実行するため、主記憶装置１
１に記憶されたチヤネル・プログラムを実行す
る。こうしたチヤネル・プログラムは、それぞれ
IBM製造のいわゆる370アーキテクチヤのコンピ
ユータで実施されている。チヤネル制御ワード
（CCW）のリストである。こうした通常のチヤネ
ル・プログラムの実行は、チヤネル・プロセツサ
１２のチヤネル実行部１３で表わされる。チヤネ
ル・プロセツサ１２は、FBA装置またはDASD
１６に接続されたFBAアダプタ１５に通常のケ
ーブル配線を介して接続されている。FBA様式
によるDASD１６との間でのデータの記憶及び検
索は、周知の周辺データ記憶技術による。DASD
１６は、複数の同時回転デイスク１７を含み、そ
れらのデイスクはそれぞれ、周知のように、１つ
または２つの記録面をもち、そこに多数のアドレ
ス可能レコード・トラツクがシリンダとして配列
されている。 上位プロセツサ１０によつて実行されるプログ
ラムの多くは、周知のCKDデータ様式を使用す
るので、こうしたCKD様式データはDASD１６
の直接記録できず、通常CKD様式のDASDが使
用される。上記プロセツサ１０のプログラム
FBA様式のDASD１６に関連して良好に動作さ
せるため、チヤネル実行部１３とFBAアダプタ
１５の間にエミユレータ２０が挿入され、CKD
様式化データをFBA様式でエミユレートする。
エミユレータ２０は半導体チツプの形の論理回路
でよく、ROM形式、デイスケツト形式、または
周辺プログラム記憶装置からチヤネル・プロセツ
サ１２へのページングによつてプログラミングさ
れる。こうしたエミユレータは、チヤネル・プロ
セツサ１２の回路によつて実行されるように主記
憶装置１１に格納してもよく、チヤネル・プロセ
ツサ１２の個別プログラム・メモリに格納しても
よい。 CKDデータは仮想データ・トラツクとしての
FBA様式のDASD１６に記憶される。CKDデー
タは１つまたは複数のCKDデータ・トラツクに
ある。仮想トラツク中のバイト数は、CKD装置
またはFBA装置の物理トラツク・サイズには依
存せず、CKD様式データのサイズによつて仮想
トラツクのサイズが決まる。CKDデータ中のバ
イト数は既知、または容易に計算できる（上記ボ
ール論文参照）。以下の説明では、DASD１６の
デイスク１７がCKD様式データを受け取るよう
にフオーマツトされていると仮定する。前記の
「CKDエミユレーシヨンのためにFBAデイスク
を初期化するステツプ」の流れ図を参照。エミユ
レーシヨンを作成する最初のステツプは、データ
を記憶するのに必要なDASD１６のトラツクのブ
ロツク数を計算することである。CKDデータの
バイト数をＸとし、DASD１６の１つのアドレス
可能ブロツクに記憶できるバイト数をBPBとす
る。さらに、エミユレートされたトラツクまたは
仮想トラツクのCKDレコードへの直接アクセス
を容易にするため、各ブロツクに制御情報ヘツダ
HDを記録することが望ましい。ヘツダ用に使用
されるバイト数をCIDとする。次に、FBA様式
のＢ個のブロツク（Ｂは（Ｘ／BPB−CID））を
上の整数に切り上げる。FBA様式のDASD１６
のＢ個のブロツクを、CKDデータを記憶するた
めに割り振る。こうして割振りは、通常の処理手
順に従う。１つのFBAトラツクを使用するかそ
れとも複数のトラツクを使用するのか、その割振
りが断片化され、断片が互いに連結してリストさ
れるかどうか（断片化すると性能が低下する）、
その割振りがDASD１６の指標で始まるのか、そ
れともトラツク終端（EOT）で始まるかどうか
は問題ではない。 CDKデータの修正は、修正の流れを示す第２
図とエミユレーシヨンのフオーマツト化を示す第
３図を参照すると最もよく理解できる。この説明
では、エミユレータ２０はチヤネル・プロセツサ
１２で実行できる１組のプログラム２５として実
施される。これらのチヤネル・プログラムを、こ
の説明の後ろの部分で流れ図として示す。本発明
は、本発明にしたがつて構成されたプログラムを
FBAアダプタ１５など周辺サブシステム制御装
置に格納することによつても容易に実施される。
仮想トラツク・バツフア２６は、主記憶装置１１
の一部として割り振られる。新しい大型の上記プ
ロセツサでは、チヤネル・プロセツサ１２はそれ
自体のメモリをもつ。その場合は、バツフア２６
はチヤネル・プロセツサ１２のメモリの一部とし
て割り振られる。各項目領域２７は、FBAブロ
ツクの記憶容量に等しい記憶容量をもつ。各項目
の一番左の２つのバイトは、後で説明する制御情
報ヘツダHDを記憶し、各バツフア項目の残りの
バイトはFBA様式にしたCKDデータを記憶す
る。HDは、各FBAブロツクのバイト位置０と１
に記録される。CKDデータは、各FBAブロツク
のバイト位置２以降に記録される。エミユレー
タ・プログラム２５は、第３図に示すバツフア２
６の項目に当てはまるようにCKDデータを処理
する。エミユレーシヨンは、オイエンテーシヨ
ン・テーブル２８を用いて仮想トラツクの仮想回
転オリエンテーシヨンを行なうエミユレーシヨ
ン・プログラム２５によつて完了される。この仮
想オリエンテーシヨンは、バツフア２６に記憶さ
れたデータに関するものである。CKDデータが
バツフア２６内でFBA様式にエミユレートされ
ると、バツフア２６の内容がFBAアダプタ１５
からDASD１６に送られて、割り振られたFBA
ブロツクに記憶される。構成された実施例では、
割り振られたエミユレータ２０でフオーマツトさ
れたFBAブロツクの内容が、こうしたブロツク
がCKDデータを含むか否かにかかわらず、まず
DASD１６からバツフア２６に読み取られる。 第３図は、CKDデータが真のエミユレーシヨ
ンでFBAブロツクに記憶されるCKD様式及び
FBA様式を示す。CKDデータ様式は、トラツク
終端（EOT）標識３０（CKD DASDでは、
EOTは指標である）を含む。仮想トラツクでは、
EOTがトラツクの始めと終わりを示す。すなわ
ち、論理的には仮想トラツクは円形である。位置
３１にあるレコード間ギヤツプＧ１が、EOTを
CKDトラツクで常に見られる第１のレコードHA
３２から分離する。第２のレコード間ギヤツプ
G2′3３がHA３２をR0レコード３４から分離す
る。R0レコード３４は、制御情報R0カウント・
フイールド（R0CF）３５とR0データ・フイール
ドR0DF３６を含む。第３のレコード間ギヤツプ
G3 ３７が、レコードR0３４を第１のデータ・
レコードR1４０から分離する。物理アドレス・
マークＡ４１が相次ぐレコードの間において
CKD物理トラツクのギヤツプＧ３に挿入される。
CKD物理アドレス情報Ａがエミユレーシヨンか
ら削除される。CKDレコード１は、カウント・
フイールドCF４２、キー・フイールドKF４３及
びデータ・フイールドDF４４を含む。KF４３は
任意選択のフイールドである。レコードR1４０
中の制御情報は、CF４２とKF４３に含まれてい
る。CKDデータ中の後続のすべてのレコードR2
などは図示した周知の様式を使用する。 エミユレーシヨンのためのCKDデータを記憶
するFBA様式トラツクが、FBAブロツク５０及
びそれに続くFBAブロツク５１として示されて
いる。ブロツク５０は、CKDデータの第１の部
分を記憶するものとして示されている。ブロツク
５０は、FBAトラツクのどの円周上の位置にあ
つてもよい。FBID（固定ブロツク物理識別）５
２がFBAブロツク５０と５１の間にある。FBID
５２は後続のブロツクのトラツク・アドレスとブ
ロツク・アドレスを記憶する。FBID５３はFBA
デイスク上のブロツク５０の位置を物理的に識別
する。このFBA物理識別は、DASD上でCKD様
式で使用されるCKD物理識別と置き換わる。こ
うした置換えにより、物理DASD位置を利用する
回復処理が可能になる。後で明らかになるよう
に、データの始めからのバイト変位で表わした
CKDレコード・アドレスは、FBA物理アドレス
と所定の既知の関係をもち、FBA様式デイスク
に記憶されたCKDレコードへの直接かつランダ
ムなアドレツシングが可能になる。 FBAブロツク５０は、CKDレコードのCKDバ
イト変位アドレツシングを維持するためのCKD
様式データのパツキングの例である。CKD様式
デイスク上でのCKDバイト変位アドレツシング
はCKDトラツク上のレコードの回転位置である
ことに留意されたい。仮想トラツクはFBAで物
理的に実現されているので、真のエミユレーシヨ
ンには、この同じバイト変位が仮想トラツクで発
生することが必要である。ブロツク５０は、その
最初の２つのバイド０と１が制御ヘツドHD５５
で占められている。各HDは、当FBAブロツクに
記憶される最初に発生したカウント・フイールド
の第１のバイトを指す、バイト変位ポインタ５６
を含む。FBAブロツク５０中で、ポインタ５６
はR0CF、すなわちレコードR0３４のカウント・
フイールド３５の第１バイトを指す。あるFBA
ブロツクがCKDカウント・フイールドを記憶し
ていない場合、ポインタはヌルで、そのFBAブ
ロツクでレコードが始まらない（カウント・フイ
ールドなし）ことを示す標識ビツト59が設定され
る。この説明の範囲外の他の制御情報もHD５５
に含まれる。２バイト（FBAブロツクの始めか
ら数えて３バイト）目からは、ギヤツプG1３１
が始まる。このレコード間ギヤツプは、レコード
HA３２の最初のバイトがFBAブロツク５０内
で、HA３２がCKD洋式でEOT３０からずれて
いるのと同じバイト変位で始まることを示す、正
しい数のギヤツプ・バイト（例えばゼロ）をも
つ。CKDレコード間ギヤツプ３３は、FBAブロ
ツク５０でもHA３２とR0レコード３４の間で同
様複製されており、R0CF３５の第１バイトが、
FBAブロツク５０のバイト２（仮想CKDトラツ
クの始め）から、CKD様式でEOTからずれてい
るのと同じ変位をもつ。後続のすべてのレコード
間ギヤツプ３７と６３も同様に、CKDトラツク
の始め及び仮想トラツクの始めからの各CKDカ
ウント・フイールドの第１バイトのバイト変位を
実現するようなサイズになつている。実際の数値
計算は上記のボール論文に記述された２つの様式
から容易に明らかになるので、簡潔にするために
計算を省略する。 仮想トラツクのFBAブロツクに対する物理的
関係は比較的単純である。各FBAブロツクは
2048バイトを記憶できるものとして示されてい
る。HD５５に２バイトが使用されるので、各
FBAブロツクは仮想トラツクの2046バイトを記
憶する。FBAブロツク５０はバイト０ないし
2045を記憶し、次に隣接FBAブロツク５２はバ
イト2046ないし4091を記憶し、第３のFBAブロ
ツク（図示せず）はバイト4092ないし6137を記憶
し、以下同様にして、すべての後続FBAブロツ
ク（図示せず）が仮想CKDトラツクとしてCKD
データを記憶する。割り振られた１組のＢ個の
（Ｂは整数）FBAブロツク中の最後のFBAブロ
ツクは、仮想トラツクによつておそらく完全には
使用されない。そうした場合、埋込みバイトが最
後に割り振られたFBAブロツクの未使用部分を
充填する。 CKDトラツク中にある制御情報の大半は削除
され、物理的FBAブロツクの仮想CKDトラツク
には記録されない。各FBAブロツクは、通常そ
れ自体に誤り検出訂正（ECC）冗長バイト、そ
れ自体の埋込みバイト、それ自体の物理パラメー
タ表示（欠陥情報など）などをもつ。CKD記録
の制御部分にある関連するDADS物理パラメータ
が削除され、CKDバイト・アドレスを用いてレ
コードのアクセスを可能にするのに十分正確な仮
想トラツクを論理的に定義するのに必要なパラメ
ータだけ保持される。CKDカウント・フイール
ドは28バイトから12バイトに減少される。保持さ
れる12バイトは、CCHH（シリンダ・ヘツド・ア
ドレス）、Ｒ（レコード番号）、KL（バイト単位の
キー長）及びDL（バイト単位のデータ長）を含
む。さらに、仮想トラツクの最後のレコードを識
別するため、エミユレータ２０がカウント・フイ
ールドCFエミユレーシヨンに１ビツトを追加す
る。追加される１ビツトLC65は、１に設定され
ると、カウント・フイールドが仮想CKDトラツ
クの最後のカウント・フイールドであることを示
す。仮想トラツクにレコードが追加されると、１
に設定されたLCビツト65が最後に追加されたレ
コードに移る。他のすべてのLCビツト65はゼロ
にリセツトされる。LCビツト65もＲ０CF３５に
含まれる。 オリエンテーシヨン・テーブル２８は、CKD
に関連するプログラムがバツフア２６を用いてデ
ータを容易にアドレスし転送できるようにする仮
想回転CKDバイト変位情報を示す。テーブル２
８は以下に示すいくつかの項目を含んでいる。 オリエンテーシヨン・テーブル２８ OR 方向設定ビツト（論理または仮想方向設
定） CC 現シリンダ・アドレス CH 現ヘツド・アドレス CS 現セクタ・アドレス CFP 現フイールド・ポインタ CFT 現フイールド形式（カウント、キーまた
はデータ） NCP 次のカウント・フイールド・ポインタ PCP 前のカウント・フイールド・ポインタ DL バイト単位のCKDデータ・フイールド長 KL バイト単位のキー・フイールド長 NMR レコードなしビツト エミユレータ２０はテーブル２８を使つて、実
際のCKD DASD上のCKDデータへのアクセスに
関連するシーク及び他のDASD物理活動を論理的
にエミユレートする。第４図は、FBADASD上
で記録されエミユレートされるCKDデータにア
クセスするデータ領域に関連するエミユレーシヨ
ン活動を示す簡略化した流れ図である。DASDで
の最初の動作は、アドレスされたトラツクをシー
クすることである。したがつて、チヤネル実行部
１３から受け取つたSEEKチヤネル・コマンドに
応じて、シーク・エミユレート・ステツプ70（テ
キストによる流れ図「SEEKコマンドの実行」を
参照）が実行される。エミユレータ２０は、
SEEKコマンドと一緒に渡されたCC及びHHパラ
メータを反映するようにテーブル２８を更新す
る。チヤネル実行部１３は、周知のように、
SEEK CCWからSEEKコマンドを生成する。第
２のステツプ73は、回転オリエンテーシヨンを獲
得することである（上記の場合、回転（バイト変
位識別）オリエンテーシヨンがなかつたのでOR
＝０）。矢印７２で示されるSEEK SECTORチ
ヤネル・コマンドにより、エミユレータ２０は
CKD装置のSET SECTOR動作をエミユレート
する（テキストによる流れ図「SET SECTORコ
マンドの実行」を参照）。このコマンドは、後続
のデータ転送コマンドがアドレスされる回転位置
（バイト変位）を識別するだけである。オリエン
テーシヨン・テーブル２８のORビツトは依然と
して０であり、この時、データはDASD１６から
バツフア２６に移動されていない。矢印７４でチ
ヤネル実行部によつてSEARCH IDチヤネル・
コマンドが発行されると、上記プロセツサ１０
は、データの転送を望んでいることを示す。この
シーケンスのこの時点で、エミユレータ２０が
DASD１６にアクセスして、ステツプ75で示すよ
うに、DASD１６からバツフア２６にデータをス
テージングする。SEARCH IDのID部分がCKD
アドレス・パラメータの識別を与えることに留意
されたい。これらのパラメータは、どのFBAブ
ロツクがSEARCH IDコマンドに関連するCKD
カウント・フイールドCFを記憶するかを識別す
るもの以外は、独立したアドレスには変換されな
い。この計算は簡単なので、数値例は示さない。 FBAブロツクがバツフア２６に記憶されると
すぐ、エミユレータ２０はステツプ76でバツフア
２６にアクセスして、CKD DASD上でのCKDレ
コードの発見をエミユレートする。所期のレコー
ドがバツフア２６中で発見されると、オリエンテ
ーシヨンが行なわれたことを示すDE（装置終了）
が上位プロセツサ１０に送られる。オリエンテー
シヨン・テーブル２８のORビツトが１に設定さ
れる。上位プロセツサ１０は、矢印７７で示され
るデータ転送コマンドを発行し、それにより、エ
ミユレータ２０がステツプ78でバツフア２６と主
記憶装置１１の間でデータを転送することにより
DASDから読み取られたCKDをエミユレートす
る。こうしてデータ転送中に、エミユレータ２０
はDASD１６からバツフア２６にFBAブロツク
をステージングし続けて、バツフアにおいてデイ
スクの回転をエミユレートする。通常、上位プロ
セツサは第１のアドレスされたレコードから始ま
る多数のレコードを読み取りまたは書き込む。こ
の動作は、DASD１６を用いたFBA動作に関連
する指標マークを有無に関わらず、仮想トラツク
の終端（CKDデータの終端）まで続く。チヤネ
ル・コマンドを受け取ると、それはデータ転送が
停止するか、またはチヤネル動作の終端に達した
ことを示す。上位プロセツサ・アクセスから独立
したこの継続するステージングを矢印７９で示
す。 以下に、上記の動作の詳細を示すテキストによ
る流れ図を示す。流れ図の後の用語集で、使用し
た略語の意味を示す。これらの流れ図を実施する
のに、どのプログラミング言語や論理ハードウエ
アを使つてもよい。実際の実施例では、例示した
もの以外に、他のチヤネル・コマンド実行コマン
ドを使つてマシンを完了してもよい。 エミユレータ２０のプログラム２５を示す流れ図 以下に示すテキストによる流れ図は、本発明を
例示するチヤネル・プロセツサ１２のマシン・ス
テツプを示す。これらのステツプは、完全なマシ
ン設計を記述するものではない。完全なマシン中
で見られる他のプログラムや構造は、本発明を実
施するのに必要ではないからである。 呼び出されるサブルーチンを含むチヤネル・コマ
ンド実行の流れ図 SEEKコマンドの実行 受信コマンドの妥当性検査を行なう。 フアイル・マスクでシークが可能なことを確認
する。 受信コマンドからシーク・パラメータを読み取
り、様式を確認する。 シリンダ（CC）アドレスとヘツド（HH）ア
ドレスの妥当性検査を行なう。 シークが必要な（現CCHHが要求された
CCHHに一致しない）場合は続行し、そうでな
い場合は「チヤネルにCEDE」ステツプに進む。 CCHHをセーブし、それをシーク回路に入力
する。 「シーク必要」ビツト100をNS＝１に設定す
る。 「オリエンテーシヨン・ビツト」をOR＝０に
設定する。 チヤネルにCEDEする；連鎖を検査して、次に進
む。 SET FILE MASKコマンドの実行受信コマンド
の妥当性検査を行なう。 受信コマンドからフアイル・マスク・パラメー
タを読み取る。 フアイム・マスクをセーブする。 「オリエンテーシヨン・ビツト」をOR＝０に
設定する。 チヤネルにCEDEする；連鎖を検査して、次に
進む。 SET SECTORコマンドの実行 受信コマンドの妥当性検査を行なう。 受信コマンドからパラメータを読み取る。 コマンドのセクタ番号の妥当性検査を行ない、
それをＳとしてセーブする。 「オリエンテーシヨン・ビツト」をOR＝０に
設定する。 チヤネルにCEDEする；連鎖を検査し、次に進
む。 SEARCH IDコマンドの実行 受信コマンドの妥当性検査を行なう。 OR＝０の場合、「GET ORIENTED」サブル
ーチンを呼び出す。 受信コマンドからパラメータを読み取る。 次の５つのケースの１つを実行する。 CFT＝CNTの場合、ケースを実行する。 CFT＝R0CNTの場合、ケースを実行する。 IDが最後のレコード以外のレコードの非カウ
ント・フイールドを指す場合、またはHAとR0を
指すIDが存在する場合、ケースを実行する。
（最後のレコードを越えて、または最後のレコー
ドの非カウント・フイールドにまでオリエンテー
シヨンが行なわれ）かつ多トラツク動作でない場
合、ケースを実行する。 （最後のレコードを越えて、または最後のレコ
ードの非カウント・フイールドにまでオリエンテ
ーシヨンが行わなれ）かつ多トラツク動作が実行
されている場合、ケースを実行する。 ５つのケースの終わり SIZE＝受信パラメータのバイト数に設定する。 PTRから始めてSIZEをパラメータと比較す
る。 比較の成否の結果をチヤネルに送る； 比較が成功で、SIZE＜５の場合、SIZE5とし
てセーブする。 状況の終了を行なう。 ケースのステツプ PTR＝CFP CFP＝CFP＋２ KL＝０の場合はCFT＝DF、そうでない場合
はCFT＝KF ケースのステツプ PTR＝CFP CFP＝CFP＋２ KL＝０の場合はCFT＝R0DF、そうでない場
合はCFT＝R0KF ケースのステツプ PTR＝NCP KL＝ポインタPTRでのレコードのキー長 DL＝ポインタPTRでのレコードのデータ長 CFT＝HAフイールドの場合はPCP＝CFP、そ
うでない場合はPCP＝次のカウント（次のカウ
ント・ポインタを計算する） CFP＝PTR＋12 KL＝０の場合はCFT＝DF、そうでない場合
はCFT＝KF NCP＝次のカウント・ポインタを計算する
（サブルーチンを呼び出す） LC＝１の場合はNMR＝真(1)、そうでない場合
はNMR＝偽（０） ケースのステツプ EOT＝１の場合はERROR、そうでない場合は
EOT＝１（指標通過）に設定する BB＝（Ｔ＊Ｃ＋Ｈ）＊Ｂ BBLAST＝（Ｔ＊Ｃ＋Ｈ）＊Ｂ＋（BPS＊Ｓ／
BBB）−１（用語集のBBBの項を参照） Ｓを＞G1／BPSかつ＜（G1＋G2′＋SIZE（HA）
＋PADH＋ECCH））／BPSに設定する。 ステツプ４でGET ORIENTEDを呼び出す。 GET ORIENTED＝０の場合、レコードが見
つからないことを示し、そうでない場合はレコー
ドが見つかつたことを示す。 PTR＝CFP CFP＝CF＋12 KL＝０の場合はCFT＝R0DF、そうでない場
合はCFT＝R0KF ケースのステツプ Ｈ＝Ｈ＋１に設定する。新しいＨ＞Ｔの場合、
誤りを知らせる。 Ｓ＞（G1／BPS）かつ＜（G1＋G2′＋SIZE（HE）
＋PADH＋ECCH）／BPSに設定する。 ステツプ２から始めて「GET ORIENTED」
を呼び出す。 レコードが見つからない場合、戻つてＳを設定
する。そうでない場合は続行する。 PTR＝CFP CFP＝CFP＋12 KL＝０の場合はCFT＝R0DF、そうでない場
合はCFT＝R0KF 読取りデータ・コマンドの実行 受信コマンドの妥当性検査を行なう。 前のCMDが「SEARCH」で、比較して等しか
つた場合、PO＝１ OR＝０の場合、GET ORIENTEDを呼び出
す。 非R0レコードに対してオリエンテーシヨンが
行なわれている（またはR0に対してオリエンテ
ーシヨンが行なわれ、PO＝１の）場合、ケース
Ａを実行する。そうでない場合は、 R0に対してオリエンテーシヨンが行なわれ、
かつ（前のCMDが探索IDでも探索キーでもな
く、R1が存在する）場合、ケースＢを実行する。
そうでない場合は、 HAに対してオリエンテーシヨンが行なわれ、
かつR0とR1が存在する場合、ケースＣが実行す
る。そうでない場合は、 EOT＝１で、多トラツク動作でない場合、ケ
ースＤを実行する。そうでない場合は、 EOT＝１で、多トラツク動作の場合、ケース
Ｅを実行する。 ケースの終わり 位置PTRからバイト数Ｌを読み取る。 Ｌ＝０の場合、CEDEでチヤネルにUCし、そ
うでない場合はチヤネルにCEDEする。 ケースＡのステツプ PTR＝CFP CFT＝KFまたはR0KFの場合、PTR＝PTR＋
KL。そうでない場合は、 CFT＝CNTまたはR0CFの場合、PTR＝PTR
＋12＋KL ステツプＹを実行する。 ステツプＹ Ｌ＝DL CFP＝NCP PCP＝PCPから次のCNTを計算する。 NMR＝１の場合、CFT＝指標（EOT）、そう
でない場合はループを実行する。 ループ実行 CFT＝CNT KL＝CFPのKL DL＝CFPのDL NCP＝CFPのCNTから計算する LC＝１の場合はNMR＝１、そうでない場合は
NMR＝０ ケースＢのステツプ CFP＝NCP Ｌ＝CFPのDL PTR＝CFP＋12＋KL PCP＝CFP CFP＝CFPのCNTから次のCNTを計算する ステツプＸを実行する ステツプＸ PCPについてLC＝１の場合、CFT＝EOT、そ
うでない場合はループを実行する。 ループ実行 CFT＝CNT KL＝CFPのKL DL＝CFPのDL NCP＝CFPから次のCNTを計算する LC＝１の場合はNMR＝１、そうでない場合は
NMR＝０ 実行を終了する。 ケースＣのステツプ PTR＝NCPから次のCNTを計算する Ｌ＝PTRのDL CFP＝PTR PTR＝PTR＋12＋KL PCP＝CFP ステツプＸを実行する。 ケースＤのステツプ EOT＝１の場合、ERRORを設定する。そうで
ない場合はEOT＝１に設定する BB＝（Ｔ＊Ｃ＋Ｈ）＊Ｂ BBLAST＝（Ｔ＊Ｃ＋Ｈ）＊Ｂ＋（BPS＊Ｓ／
BBB）−１（BBB−用語集を参照） Ｓ＞（G1＋G2′＋SIZE（HA）＋PADH＋
ECCH）／BPSに設定する。 Ｓ＜（G1＋G2′＋SIZE（HA）＋PADH＋ECCH
＋G2＋G3＋SIZE（CF）＋PADC＋ECCC＋８＋
ECCD）／BPSに設定する。 GET ORIENTEDを呼び出す。ステツプ４か
ら始める。 OR＝０の場合、レコードが見つからなかつ
た。 そうでない場合はレコードが見つかつた。 PTR＝CFP＋KL＋12 ステツプＹを実行する。 ケースＥのステツプ Ｈ＝Ｈ＋１と設定する。新しいＨ＞Ｔの場合、
誤りを設定する。 Ｓ＞（G1＋G2′＋SIZE（HA）＋PADH＋
ECCH）／BPSに設定する。 Ｓ＞（G1＋G2′＋SIZE（HA）＋PADH＋ECCH
＋G2＋G3＋SIZE（CF）＋PADO＋ECCC＋８＋
PADD＋ECCD）／BPSに設定する。 GET ORIENTEDを呼び出す。ステツプ２か
ら始める。 NRF＝１の場合（レコードが見つからなかつ
た場合）、ケースＥの第１ステツプに戻る。そう
でない場合は続行する。 PTR＝CFP＋KL＋12 ステツプＹを実行する。 ケースＡないしＥの終わり PTRから始めてＬバイトをチヤネルに送る。 Ｌ＝０の場合、UCをチヤネルにCEDEする。
そうでない場合はチヤネルにCEDEする。 WRITE DATAコマンドの実行 受信コマンドの妥当性検査を行なう。 CKDデータを上位プロセツサから受け取り、
主記憶装置１１の個別バツフア領域に記憶する。
以下のステツプは、記憶されたCKDデータが第
３図に示すように変換された後でそのデータに対
して行なわれる。 PTR＝CFP CFT＝KFまたはR0KFの場合、PTR＝PTR＋
KL ステツプＹを実行する。 PTRで上位プロセツサからのCKDデータのＬ
バイトをバツフア２６に記憶する。 更新されたまたは新しいFBAブロツク（50や
51など）をDASD１６に書き込む。 すべてのFBAブロツクをDASD１６に書き込
むと、チヤネルにCEDEを送る。別の動作に進
む。 GET ORIENTEDサブルーチン このサブルーチンはオリエンテーシヨン・テー
ブル２８を管理する。 このコマンド連鎖中にSEEKコマンドがない場
合、CC＝CH＝０ このコマンド連鎖中にSET SECTORコマンド
がない場合、CS＝０ ステツプ２ ブツフア２６にステージングされる、すなわち
転送させる最初のレコードを記憶する最初の
FBAブロツクを識別する。 最初のFABブロツクのアドレス＝（Ｔ＊Ｃ＋
Ｈ）＊Ｂ＋（BPS＊CS／BBB）下の整数に切り
下げる。 DASD１６からバツフア２６にステージングさ
れる最後のFBAブロツクを識別する。 最後のFBAブロツクのアドレス＝（Ｔ＊Ｃ＋
Ｂ）＋（Ｂ−１） ステツプ４ 上記で識別されたFBAブロツク及びすべての
中間のFBAブロツクを、第２図に示すようにバ
ツフア２６に読み込む。HDをFBAブロツク中の
データ（バイト２−2046）から分離しておく。最
初のFBAブロツクのHDを検査する； FBAブロツク中にCF中にCFを指すポインタが
ない場合、最初のカウント・フイールドが見つか
るまで後続のFBAブロツクHDを検査する。 カウント・フイールドが見つからずにEOTに
達した場合、仮想トラツクの始めから最初の
FBAブロツクまでFBAブロツクをステージング
して、カウント・フイールドを見つける。カウン
ト・フイールドが見つからない場合、チヤネルに
UCを合図する。 FBAブロツクNR（最初のカウント・フイール
ドをもつブロツク）＝最初のFBAブロツク−（Ｔ
＊Ｃ＋Ｈ）＊Ｂと設定する。 Ｚ＝（NR＊BBB）＋HDからのオフセツト・ポ
インタ（最初のカウント・フイールドの第１バイ
トがFBAブロツクNR内にあるバイト数）と設定
する。 BPS＊Ｓ＜＝Ｚの場合、HAまたはカウント・
フイールドに対して方向設定される（セクタＳを
越えた場合は、ステツプ９に飛ぶ。）そうでない
場合は次に進む。 LC＝０の場合、 Z′＝Ｚ＋12＋KL＋DL＋PADC＋ECCC＋
PADD＋ECCD＋G2＋G3に設定する。 KLがゼロでない場合はＺ＝Z′＋PADK＋
ECCK＋G2、そうでない場合はＺ＝Z′（上記で
は、最初のレコードとEOTの間で探索が行なわ
れると仮定する） ステツプ９ NS＝０（シークする必要はない）と設定する。
方向設定テーブル２８を更新する。 CFP＝Ｚ KL＝レコードのカウント・フイールドのKL DL＝レコードのカウント・フイールドのDL CC＝レコードのカウント・フイールドのシリ
ンダ・アドレス CH＝レコードのカウント・フイールドのヘツ
ド・アドレス CFT＝Ｓ＊BPC＜G1ならばHA、そうでない
場合は、G1＜Ｓ＊BPS＜G1＋G2′＋SIZE（HA）
＋PADH＋ECCHならばR0カウント・フイール
ドR0CF、そうでない場合はデータ・レコード
「ｎ」のCF。 OR＝１ LC＝１の場合、NMR＝１と設定する。そうで
ない場合はNMR＝０ 呼出しプログラムに戻る。 次のカウント・フイールド・ポインタの計算のサ
ブルーチン ポインタPTR2はエミユレートされた仮想トラ
ツク中のカウント・フイールド位置を示す。 RTR＝G1の場合、PTR2＝PTR＋12＋PADH
＋ECCH＋G2′そうでない場合はPTR2＝PTR＋
12＋（PTRが指すレコードの）KL＋（PTRが指
すレコードの）DL＋PADC＋ECCC＋PADD＋
ECCD＋G2＋G3 （PTRが指すレコードの）KL≠０の場合、
PTR2＝PTR2＋G2＋PADK＋ECCK PTR2を呼出しプログラムに戻す。 エミユレーシヨンのためにFBAデイスクを初期
化するプログラム CKDデイスクのFBAブロツクの数 Ｘ＝CKDトラツクのバイト数と置く。 Ｂ＝Ｘ／BBB（各CKDトラツク中で使用され
るブロツクの数）と置く。 CKD装置１台当たりのトラツク数は、シリン
ダの数とシリンダ１個当たりのトラツク数の積で
ある。各CKD装置のブロツク数は、CKD装置の
トラツク数とＢと積である。 CKDエミユレーシヨンのためにFBAデイスク
を初期化するステツプ CYL＝エミユレートされるCKD装置のシリン
ダ数と置く。 まずエミユレーシヨンに使用されるFBAデイ
スクのすべてのFBAブロツクを初期化して、使
用される各FBAブロツクのバイト０と１に16進
数0008を記憶させる。さらに、Ｂ番目ごとのブロ
ツクが論理HAとR0レコードを含む。この含有に
ついて以下に記述する。 HAとR0で初期化されるFBAブロツクのすべ
てについて実行する。 バツフア２６を、繰り返して使用されるFBA
ブロツクに設定する。 バイト０と１に、最初の12ビツトのG1と最後
の４ビツトのすべての０を記憶する。 各ブロツクのG1＋２のバイト・オフセツトの
所に、HAを次のように書き込む；フラグ・バイ
トを０、CC＝０からCYL−１まで増分されるシ
リンダ番号、HH＝ゼロからＴ−１まで増分され
るトラツク番号、Ｒバイト（レコード番号）＝０、
KL＝０、DL＝０、LC＝０、パツド・バイト＝
０ G1＋G1′＋２（HA）＋ECCH＋PADHの各ブロ
ツクのバイト・オフセツトの所に、DL＝８及び
LCがすべて１である点以外は上記のHAの場合
と同様にR0を作成する。 FBAデイスクのFBAデイスク上でＢ−１個の
ブロツクで分離された適切なブロツクに現バツフ
アからのブロツクを書き込む。 CKDトラツクをＢ個のFBAブロツクに書き込む
ステツプ この流れ図は、CKDトラツクからFBAデイス
ク上のＢ個のFBAブロツクにデータをコピーす
ることに関連している。 バツフア項目（番号０ないしＢ−１）でバツフ
ア２６を構成する。 初期化された主記憶装置のＢフラグ・ビツト
BF101を０（偽）に設定する。所定のFBAブロツ
ク（バツフア２６項目）について、そのフラグ
BF＝１の場合、そのフラグ・ビツトに関連する
FBAブロツクに制御情報が記録されている。バ
ツフア２６中で、当該のすべてのHDの第２バイ
トに２進パターン00001000を記録する。このパタ
ーンは、データが当該のFBAブロツクに記録さ
れていないことを示す。 CB102は、バツフア２６項目に書き込まれる次
のバイトを指す。最小値は２である（HBバイト
０と１を飛び越す）。 CKDトラツクは、フイールドHA、R0CF、
R0DF、CF1、KF1、DF1などを持つ主記憶装置
中のCKDトラツクとしてコピーされている。 メモリ・ポインタはすべてゼロである。 カウント・フイールドは28バイトではなく12バ
イトしかない。CKD物理パラメータなとが削除
されている。 書込みが呼び出される度に、CBから始めてバ
イトが書き込まれ、HDバイトは常に飛び越され
る。カウント・フイールドが書き込まれ、それに
対応するフラグBFがオフの場合、そのフラグBF
はオンになる。対応するHDは、書き込まれたカ
ウント・フイールドに対するオフセツトを含むよ
うにされ。CBは常に更新される。 CKDをバツフア項目に書き込みステツプ CB＝２ G1ゼロ・バイトを書き込む（各バイトが記憶
されるときCBを更新する）。 HAを書き込む。 G2′＋SIZE（HA）−12＋PADH＋ゼロ・バイト
のECCHを書き込む。 R0CFを書き込む。 R0DFを書き込む。 G2＋G3＋SIZE（CNT）−12＋PADC＋ECCC＋
PADD＋ゼロ・バイトのECCDを書き込む。 レコードR0以外の各CKDレコードについて繰
り返す。 CFを書き込む。 KFを書き込む。 DFを書き込む。 G1＋G2＋G3＋SIZE（CNT）−12＋PADC＋
ECCC＋PADK＋ECCK＋PADD＋ゼロ・バイト
のECCDを書き込む。 DASD１６のＢ個のFBAブロツクにバツフア
２６を書き込む。 用語集 Ｂ １つのCKD仮想トラツクに含まれるFBAブ
ロツク数 BB 現バツフアにステージングされる最初の
FBAブロツクのブロツク番号。BBB；値BRB
−CID BBLAST CKDステージング動作で現バツフア
にステージングされる最後のブロツクのFBA
ブロツク番号 BF フオーマツトされたかどうかを示すブロツ
クｂに関連するフラグ BPB FBAブロツク１個当たりのバイト数 BPS CKDデータ様式のセクタ１個当たりの、
バイト数 CB 処理中の現バイトを指すポインタ CC エミユレートされる現バイトのシリンダ番
号またはアドレス CCW チヤネル・コマンド（制御）ワード CF チヤネル終了信号・チヤンネルが開放され
ることを示す CEDE チヤネル終了、装置終了、チヤネル動作
の完了を示す CF CKD様式レコードのカウント・フイールド CFP 現フイールド・ポインタ CFT 現フイールド形式 CID FBA装置中のヘツダのバイトの数 CKD カウント、キー、データ CMD チヤンネル・コマンド CYL １つのCKD DASD中のシリンダ数 DE 装置終了、装置が動作を完了したことをチ
ヤネルに合図する DF CKD様式レコードのデータ・フイールド DL データ・フイールドDFの長さ、カウント・
フイールドCF中のフイールド ECC エラー検出・訂正冗長バイト ECCC カウント・フイールドCF中のECCバイ
トの数 ECCD データ・フイールドDF中たのECCバイ
トの数 ECCH HA中のECCバイトの数 ECCK キー・フイールドKF中のECCバイトの
数 EOT トラツク終端、物理DASDの指標に関連
する FBA 固定ブロツク・アーキテクチヤ Gx バイト中のギヤツプ長、ただしｘ＝１ない
し３、CKD様式 HH DASD（CKDまたはFBA）のヘツドまたは
表面アドレス HA CKD様式のホーム・アドレス・レコード HD CKDエミユレーシヨン用のFBAブロツク
のヘツダ（制御フイールド） KF CKD様式のキー・フイールド KL キー長、KLを示すカウント・フイールド中
CFの標識 NCP 次のカウント・フイールド・ポインタ NP アクセスされる次のCKDレコード NRF 探索基準に合致するレコードが見つから
ない NS ビツトまたはフラグをシークする必要があ
る PADC カウント・フイールドCF中の埋込みバ
イトの数 PADD データ・フイールドDF中の埋込みバイ
トの数 RADH HA中の埋込みバイトの数 PADK キー・フイールドKF中の埋込みバイト
の数 PCP 前のカウント・フイールド・ポインタ PDS 区分データ PO 以前に論理的にオリエンテーシヨンが行な
われた PTR 処理中のフイールド／項目を指すのに使
われるポインタ Ｒ レコード番号、フイールドはカウント・フイ
ールドCF中にある Ｓ セクタ番号 SIZE エミユレートされるCKD装置のバイトで
表わしたフイールド（次の項目で識別されるフ
イールド）のサイズ Ｔ DASDの１つのシリンダのトラツク数 UC 単位検査、誤りを示すチヤネルへの信号 VTOC DASDの内容のボリユーム・テープル Ｅ 発明の効果 本発明は、エミユレートされるレコードのアク
セス性能を改善する。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明が有利に実施できる情報処理
システムの簡略化した図である。第２図は、第１
図に示した情報処理システムで本発明の実施する
構成図である。第３図は、第１図と第２のデータ
様式及び第２図に示すように実施された第２のデ
ータ様式で第１のデータ様式のエミユレーシヨン
の構成図である。第４図は、第２図で使用される
マシン動作の簡略化した流れ図である。 １０……上位プロセツサ、１１……主記憶装
置、１２……チヤネル・プロセツサ、１３……チ
ヤネル実行部、１５……FBAアダプタ、１６…
…DASD、２０……エミユレータ、２５……エミ
ユレータ・プログラム、２６……仮想トラツク・
バツフア、２８……オリエンテーシヨン・テーブ
ル。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 複数のレコードからなる第１の様式のデータ
   を、該第１の様式のまま、第２の様式の記憶手段
   に記憶するための、下記ステツプ(イ)ないし(ニ)を含
   む記憶制御方法、ただし、上記第１の様式のデー
   タは、それぞれアドレス可能な第１の制御フイー
   ルド及び第１のデータ・フイールドとフイールド
   間ギヤツプとを各レコード内に含むと共に、相次
   ぐレコードの間にレコード間ギヤツプを含み、各
   レコードのフイールド及びギヤツプのアドレス可
   能な位置は第１の様式のデータの始点を基準とす
   るバイト・カウントで識別可能であり、かつ各レ
   コードの制御フイールドは特定の制御に関係する
   部分を含んでおり、さらに、上記第２の様式の記
   憶手段は、それぞれ所定のバイト数の記憶容量を
   有する複数のアドレス可能なブロツクを含むもの
   とする： (イ) それぞれ上記アドレス可能なブロツクに等し
   い記憶容量を有する複数のアドレス可能な領域
   をバツフア手段に設定し、 (ロ) 上記第１の様式のデータから、上記特定の制
   御に関係する部分及びフイールド間ギヤツプを
   除去し、 (ハ) 上記第１の様式の残りのデータ及びレコード
   間ギヤツプを上記バツフア手段の複数のアドレ
   ス可能な領域に記憶し、 (ニ) 上記記憶手段のアドレス可能な各ブロツクが
   上記バツフア手段の対応する領域からのデータ
   を受け取り、かつ上記第２の様式での始点から
   各レコードの先頭までのバイト変位が上記第１
   の様式のデータの始点を基準とするカウント・
   バイトに等しくなるように、上記バツフア手段
   内のデータ及びレコード間ギヤツプを上記記憶
   手段に記憶する。 ２ 制御フイールド、データ・フイールド及びフ
   イールド間ギヤツプをそれぞれ有する複数のレコ
   ードとレコード間ギヤツプとを含みかつ上記フイ
   ールド内に誤り訂正、充填、及び物理的パラメー
   タのための特定部分を含むデータを供給するデー
   タ供給手段と、所定数のバイトをそれぞれ記憶し
   うる複数のアドレス可能な固定ブロツクを有する
   記憶手段とを有する情報処理システムにおいて、
   上記記憶手段におけるデータの記憶を制御するた
   めの、下記ステツプ(a)ないし(e)を含む記憶制御方
   法： (a) 上記データ供給手段によつて供給されるデー
   タから上記特定部分及びフイールド間ギヤツプ
   を除去し、 (b) 上記データの最後のレコードの制御フイール
   ドに最終レコード標識を付加し、 (c) 上記データにおける順序と同じ順序でかつ上
   記レコード間ギヤツプを維持しつつ上記データ
   の複数のレコードを配列し、その際、配列後の
   データの始点から各レコードの先頭までのバイ
   ト単位の変位が元のデータにおける始点から各
   レコードまでのバイト単位の変位に等しくなる
   ようにし、 (d) 配列したデータを、元のデータの様式にかか
   わりなく、上記記憶手段の固定ブロツクに対応
   する長さに分割し、 (e) 分割したデータを上記記憶手段に書き込む。 ３ それぞれ所定の記憶容量を有する複数の固定
   ブロツクを有する固定ブロツク様式の直接アクセ
   ス型記憶装置と、カウント・キー・データ様式に
   関連したプログラムを用いる上記プロセツサと、
   該上位プロセツサと上記記憶装置との間に設けら
   れたチヤネル・プロセツサとを有しかつ該チヤネ
   ル・プロセツサが上記上位プロセツサと上記記憶
   装置との間のデータ転送及びそれに関連した動作
   を命じる複数のチヤネル・コマンドを生じる制御
   部を有する情報処理システムにおいて、上記記憶
   装置を制御する装置であつて、 上記チヤネル・プロセツサの制御部と上記記憶
   装置との間に設けられていて、所定のチヤネル・
   コマンドに応答して、上記記憶装置においてカウ
   ント・キー・データ様式のデータの記憶処理をエ
   ミユレートするエミユレータ手段を有し、該エミ
   ユレータ手段が、 上記所定の記憶容量に等しい記憶容量をそれぞ
   れ有する複数の領域を有するバツフア手段に上記
   カウント・キー・データ様式のデータを一時的に
   記憶し、そこから上記記憶装置へ転送する手段
   と、 仮想トラツクの始点からカウント・キー・デー
   タ様式の各レコードの先頭までのバイト変位を、
   カウント・キー・データ様式のトラツクの始点か
   ら各レコードの先頭までのバイト変位と等しくす
   るようにして、上記データを上記記憶装置の複数
   の固定ブロツクに記憶するための仮想トラツクを
   設定する手段と、 上記仮想トラツクの外において、各固定ブロツ
   クの先頭にヘツダを設け、該固定ブロツクにカウ
   ント・キー・データ様式の第１のレコードが含ま
   れるときには、該第１のレコードまでの変位を示
   すポインタを上記ヘツダに記録し、該固定ブロツ
   クにカウント・キー・データ様式の第１のレコー
   ドが含まれないときには、そのことを示す情報を
   上記ヘツドに記録する手段と、 を有する記憶制御装置。