JPH07219849A

JPH07219849A - データ転送方法及びデータ転送装置

Info

Publication number: JPH07219849A
Application number: JP6027406A
Authority: JP
Inventors: Masaaki Kato; 政明加藤
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 1994-01-31
Filing date: 1994-01-31
Publication date: 1995-08-18

Abstract

(57)【要約】【目的】例えばファイルの記録／消去の操作時にメモ
リ空間の管理を意識することなく、メモリを使うことが
でき、上記メモリと複数のチャンネルとのデータ転送を
リアルタイムに行うことができるデータ転送方法とその
データ転送方法を適用したデータ転送装置の提供を目的
とする。【構成】複数のファイルのデータを扱うメモリ６のデ
ータを複数の機器８ａ〜８ｈに対応して時分割でデータ
転送する際に、メモリ６のメモリ空間を所定の領域単位
にブロック分割して物理上位アドレスを設け、ファイル
をアクセスするための論理上位アドレスとメモリ６をア
クセスするための物理上位アドレスとを対応付けて管理
してアドレス変換するアドレス変換部１を設けている。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、複数のファイルのデー
タを扱うメモリのデータを複数の機器に対応して時分割
でデータ転送するデータ転送方法及びこのデータ転送方
法を適用したデータ転送装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、例えばランゲージラボラトリシス
テムにおいて使用する学習装置は、教材として音声が用
いられる。学習装置では、この教材の音声を記録再生す
る手段としてメモリを用いているものがある。このよう
な学習装置では、メモリに記憶する際に教材を所定の音
声単位毎に分割し、例えば記録順序データを付してそれ
ぞれ順次メモリの所定記憶領域に記録するようになって
いる。

【０００３】例えばランゲージラボラトリシステムにお
いて、この学習装置を使用する生徒は、上述した教材を
一旦再生して音声を聴いた後、例えば聴いた音声に合わ
せて発音練習を行う。このとき、学習装置は、生徒の発
音練習した音声を記録する。教師は、この記録された発
音練習を再生して練習結果の確認を行っている。この教
師と生徒のように教師が有するファイルを記憶する複数
の教材記憶装置と複数の端末に相当する子機間で相互に
データを転送して学習効果を上げる学習装置がある。

【０００４】従来のデータ転送する学習装置として用い
られるデータ転送装置には、例えば64kbps×Ｎ倍速のデ
ータを扱う際、設計的に、倍速数Ｎに対する制限、アド
レスを各倍速に対応して増加させる回路の制限や注意と
して倍速操作を行ってもデータ順を順守するようにソフ
トウェアを調停するといった必要性がある。

【０００５】このような問題点を解決するため、本件出
願人は、特願平５−１８９４３６号の明細書及び図面に
おいて、例えば、上述したような学習装置としてデータ
の蓄積及び交換を可能にし、完全に独立した各チャンネ
ルの動作を保証しながら、子機の動作時間を任意に指定
して効率良く使用できるデータ転送装置を提案してい
る。

【０００６】このデータ転送装置は、複数の機器に対応
したアドレスエリアを有するメモリのデータを上記複数
の機器に対して選択的に転送するため、カウンタと、上
記複数の機器のうち上記データを転送する機器の番号を
書き込む複数のテーブルを有し、上記カウンタによって
上記テーブルの情報を順次読み出すスロットテーブル
と、上記テーブル情報に基づいて上記メモリのアドレス
を発生するアドレス発生手段とを備えている。

【０００７】具体的に、データ転送装置は、例えば図９
に示すように学習装置に使用されるカウンタ２０及びア
ドレス計算部２１等が各チャンネル毎に一対一に対応さ
せていることによる上述した問題点を解決するため、ス
ロットテーブル２２を設けてスロットテーブル２２の各
時刻に対応するスロットに書き込まれた値を対応する音
声メモリアドレス発生器２３のアドレスとしてアクセス
させ、この音声メモリアドレス発生器２３のアドレスを
音声メモリ２４のアドレスとして音声メモリ２４がアク
セスされてバスにデータを出力させている。

【０００８】このように構成することにより、合計した
スロット数をＭ、各子機のデータレートをＮ_i及び子機
数をＫとすると、

【０００９】

【数１】

【００１０】と表され、この範囲内で子機の接続を自由
に行うことができる。

【００１１】このデータ転送装置は、図９に示すよう
に、各子機へのアクセスを行わせるスロットテーブル２
２において、例えば125μsecを１フレームとしている。
スロットテーブル２２で用いる１フレームは、例えば図
１０（ａ）に示すように、スロット０〜スロット６３と
６４に等分したサブフレームを１スロットとし、１スロ
ットの時間を1.9μsecに設定して動作させている。

【００１２】このサブフレームは、さらに８等分されて
いる。サブフレームは、例えば図１０（ｂ）に示すよう
に、サブスロットを子機０に対応させるスロット０、Ｄ
ＲＡＭへのリフレッシュ／ＣＰＵへのアクセス、ＳＣＳ
Ｉインターフェースを介したデータの入出力を連続して
配する６つのダイレクトメモリアクセスを可能とする記
録媒体（以下、単にＤＭＡという）にアクセスさせられ
ることを示している。

【００１３】また、ＤＲＡＭへのリフレッシュ／ＣＰＵ
へのアクセスは、１つのサブフレームでいずれか一方し
か行うことができないので、例えば図１０（ｃ）に示す
ように各サブフレームの第２のサブスロットで順次ＤＲ
ＡＭへのリフレッシュ、ＣＰＵへのアクセス、ＣＰＵへ
のアクセス、ＣＰＵへのアクセス、・・・と行うように
設定している。

【００１４】したがって、サブフレームのスロット０〜
スロットＳ３までの期間7.6μm内で、ＤＲＡＭのリフレ
ッシュ動作は、図１０（ｄ）に示すようにサブフレーム
のスロット０における第２のサブスロットに対応する時
間領域だけで行われる。ＣＰＵへのアクセス動作は、図
１０（ｅ）に示すようにサブフレームのスロット１〜３
における第２のサブスロットに対応する時間領域で行わ
れる。また、ＤＭＡとのアクセス動作が、各スロット共
に、指定された子機とのアクセスと上述したＤＲＡＭへ
のリフレッシュ／ＣＰＵへのアクセスを行う第２のサブ
スロット以外の時間領域で行われている。

【００１５】このようにしてデータ転送装置は、サブス
ロットの時間内でどの子機とアクセスするかやどの部分
の動作を制御するかの設定に応じて動作制御している。

【００１６】次に、このデータ転送装置における子機と
データをやりとりする音声メモリ２４について説明す
る。この音声メモリ２４は、供給されるデータを順次格
納するようなリニアなメモリである。このようなリニア
なメモリのメモリ管理には、従来、メモリの物理アドレ
スしか用いられていない。メモリの物理アドレスとは、
実際のメモリ上のアドレス情報を示すものである。

【００１７】ここで、このデータ転送装置における音声
メモリ２４の動作説明を簡単にするため、１フレーム内
の分割されたスロット数Ｎを５に設定する。従って、カ
ウンタ２１は、出力カウントが０〜４のカウント値の繰
り返しになる。これに合わせてスロット番号（slot# ）
も０〜４となる。スロットテーブル２２は、図１１に示
すように各スロット番号のデータは“０”、“１”、
“１”、“３”、“４”が入っている。このデータは音
声メモリアドレス発生器２３のアドレスを示している。
このため、カウンタ２１が１周する間にスロットテーブ
ル２２のデータを読み出すと、音声メモリアドレス発生
器２３は、それぞれアドレス１が２回、アドレス０、ア
ドレス３及びアドレス４が各１回ずつアクセスされるこ
とになる。

【００１８】ここで、音声メモリアドレス発生器２３の
アドレス番号をRCS#で表す。図１１（ａ）、（ｂ）に示
すように、アドレス番号RCS0とアドレス番号RCS3が
「Ｗ」、アドレス番号RCS1、アドレス番号RCS2及びアド
レス番号RCS4が「Ｒ」で示され、「Ｗ」が書込みモー
ド、「Ｒ」が読出しモードである。音声メモリアドレス
発生器２３は、アドレス番号でデータ転送する子機とメ
モリ内容で上述した書込み／読出しモードの区別とメモ
リの開始とメモリの終了位置情報とを書き込んでいる。

【００１９】具体的に、音声メモリアドレス発生器２３
には、アドレス番号RCS0に音声メモリ２４のアドレスＡ
_iからアドレスＡ_Mまで、アドレス番号RCS3に音声メモ
リ２４のアドレスＢ_iからアドレスＢ_Nまで書き込む命
令が書き込まれている。ここで、初期状態ではアドレス
の設定は、Ａ_i＝Ａ₀、Ｂ_i＝Ｂ₀である。

【００２０】したがって、カウンタ２１がカウント値
“０”、“３”の場合、音声メモリアドレス発生器２３
のアドレスRCS0、RCS3の動作モードは、図１２に示すよ
うに行われ、音声メモリ２４はアドレスＡ_i、Ｂ_iに対
応する位置に子機からのデータを書き込んでいる。この
動作と平行して例えば図１３に示すように、加算器２３
ａは、音声メモリ２４のアドレスＡ_i、Ｂ_iをそれぞれ
１だけ加算する動作を行い、比較器２３ｂは端子Ｐに供
給される音声メモリ２４のアドレスＡ_i、Ｂ_iと端子Ｑ
に供給される音声メモリ２４の終了アドレスＡ_M、Ｂ_N
とを比較して一致したとき、書込み終了アドレスまで書
き込みが終了したものとみなして書込み動作を停止させ
る信号を出力する。このようにアドレスを随時チェック
しながら、音声メモリ２４への書込みが行われている。

【００２１】また、音声メモリアドレス発生器２３に
は、アドレス番号RCS1に音声メモリ２４のアドレスＣ_i
からアドレスＣ_Pまで、アドレス番号RCS4に音声メモリ
２４のアドレスＥ_iからアドレスＥ_Rまで読み出す命令
が書き込まれている。

【００２２】したがって、カウンタ２１がカウント値
“１”、“２”の場合、音声メモリアドレス発生器２３
のアドレス番号RCS1、RCS2の動作モードが図１２に示す
ように行われ、音声メモリ２４のアドレスＣ_iに対応す
る子機へのデータが読み出される。カウンタ２１がカウ
ント値“４”の場合、アドレス番号RCS4の動作モードが
図１２に示すように行われ、音声メモリ２４のアドレス
Ｅ_iに対応する子機へのデータが読み出される。この動
作と平行して例えば図１３に示すように、加算器２３ａ
は、音声メモリ２４のアドレスＣ_i、Ｅ_iを１だけ加算
する動作を行い、比較器２３ｂは音声メモリ２４のアド
レスＣ_i、Ｅ_iと音声メモリ２４の終了アドレスＣ_P、
Ｅ_Rとを比較して一致したとき、読出し終了アドレスま
で読み出されたものとみなして読み出し動作を停止させ
る信号を出力する。これが音声メモリ２４への読出し方
法である。

【００２３】このように動作させることにより、音声メ
モリアドレス発生器２３のアドレス番号RCS1は、カウン
タ２１が１周する間に図１１のスロット番号から判るよ
うに２回アクセスされるので、他のアドレスに比べて２
倍のスループットに上げることができる。この音声メモ
リアドレス発生器２３のアドレスの設定は各アドレスに
対していつでも行うことができるので、このような動作
は、各子機とも全く独立に行うことができる。

【００２４】

【発明が解決しようとする課題】ところで、上述した音
声メモリ２４は、メモリ空間がリニアにデータを書込み
モードで書き込み、読出しモードで読み出しを行ってい
る。この音声メモリ２４には、様々な大きさのファイル
が格納されている。ここで、図１２に示すメモリ空間に
おいて、例えば先にメモリ空間のアドレス番号RCS3に対
応した書込み操作より領域Ｂ_iにデータを書き込んでお
く。この後にアドレス番号RCS3に対応した書込み操作よ
り領域Ａ_iを書き込む。このとき、音声メモリアドレス
発生器２３のアドレス番号RCS0の終了アドレスＡ_Mの値
が音声メモリアドレス発生器２３のアドレス番号RCS3の
開始アドレスの値Ｂ₀より大きいと、メモリ空間のアド
レス番号RCS3により書き込まれた領域Ｂ_iのデータが消
えてしまう。

【００２５】このようなことが記録時に発生することが
あるので、ファイルの記録にはメモリのアドレスの設定
に十分注意しなければならない。このようなファイルデ
ータの記録や消去を繰り返すと、音声メモリ２４のメモ
リ空間は最終的に記録可能なメモリ空間が小さくしかと
れなくなってしまい、複数の小さな島のような空き領域
が形成されてしまう。このような問題を解決するために
例えば予めファイルの大きさを制限する等のメモリ領域
の管理を行ってメモリを整然と使用しなければならな
い。このメモリ領域の管理においてファイルの大きさを
考慮しながら記録／消去を行うことは面倒である。

【００２６】また、このようなメモリ領域の管理を行う
際に空き領域の検索や１つのファイルの大きさを小さく
して対応すると、データ転送装置は、ファイル数の増大
によってメモリへの記録やメモリからの再生するための
アクセスに時間がかかってしてしまうことになる。この
ため、データ転送装置は、例えばデータ転送をリアルタ
イムに行うことができなくなってしまう。

【００２７】しかしながら、もし大きさの判らないファ
イルを記録する必要があるとき、メモリ空間の管理は全
くできなくなってしまう。この他、メモリ空間の空き領
域にファイルを分割して領域に記録しようとしても、こ
の空き領域のアドレスに記録開始領域をジャンプさせる
ようなハードウェアが実際にない。

【００２８】また、既に記録されている領域を挟むよう
な２つの領域を越えて記録するとき、データ転送装置
は、例えば領域間のデータの接続関係がうまく行かず、
データのとりこぼしが発生してしまう虞れがある。この
ようなデータの記録を行うことにより、再生時に再生デ
ータが途切れ、不連続になってしまう。

【００２９】そこで、本発明は、上述したような実情に
鑑みてなされたものであり、例えばファイルの記録／消
去の操作時にメモリ空間の管理を意識することなく、メ
モリを使うことができ、上記メモリと複数のチャンネル
とのデータ転送をリアルタイムに行うことができるデー
タ転送方法とそのデータ転送方法を適用したデータ転送
装置の提供を目的とする。

【００３０】

【課題を解決するための手段】本発明に係るデータ転送
方法は、複数のファイルのデータを扱うメモリのデータ
を複数の機器に対応して時分割でデータ転送するデータ
転送方法において、上述した課題を解決するために、メ
モリのメモリ空間を所定の領域単位にブロック分割して
物理上位アドレスを設け、ファイルをアクセスするため
の論理上位アドレスとメモリをアクセスするための物理
上位アドレスとを対応付けて管理してアドレス変換する
ことを特徴としている。

【００３１】このデータ転送方法では、ファイルの番号
をアドレスとし、このファイルの先頭物理上位アドレス
がデータとして書き込まれた第１のテーブルとしてのフ
ァイルファーストセクタテーブルと、現在の前記物理ブ
ロックアドレスをアドレスとし、この物理ブロックアド
レスの次の物理ブロックアドレスがデータとして書き込
まれた第２のテーブルとしてのファイルアロケーション
テーブルとで各アドレスと対応するデータを管理してい
る。

【００３２】ここで、上記ファイルの番号とは、論理上
位アドレスがファイルの先頭から分割したブロックの順
番を示したものである。また、物理上位アドレスは、実
際にメモリ空間の先頭から分割したブロックの番号で、
この番号をセクタ番号と呼んで使用している。

【００３３】また、データ転送方法においては、物理ブ
ロック中での空き領域に対応する物理上位アドレスの管
理をセクタスタックテーブルで行っている。

【００３４】本発明に係るデータ転送装置は、複数のフ
ァイルのデータを扱うメモリのデータを複数の機器に対
応して時分割でデータ転送するデータ転送装置におい
て、上述した課題を解決するために、メモリのメモリ空
間を所定の領域単位にブロック分割して物理上位アドレ
スを設け、ファイルをアクセスするための論理上位アド
レスとメモリをアクセスするための物理上位アドレスと
を対応付けて管理してアドレス変換するアドレス変換部
を有することを特徴としている。

【００３５】このデータ転送装置におけるアドレス変換
部は、論理上位アドレスをファイルの先頭から分割した
ブロックの順番で示し、各ファイルの書込み／読出しの
領域を決定する論理上位アドレス処理部と、論理上位ア
ドレス処理部からのブロックの順番と物理上位アドレス
とを用いて論理アドレスから物理アドレスへのアドレス
変換を行う論理／物理アドレス変換部とで構成される。

【００３６】この論理／物理アドレス変換部には、ファ
イルの番号をアドレスとし、このファイルの先頭物理上
位アドレスがデータとして書き込まれた第１のテーブル
としてのファイルファーストセクタテーブルと、現在の
前記物理ブロックアドレスをアドレスとし、この物理ブ
ロックアドレスの次の物理ブロックアドレスがデータと
して書き込まれた第２のテーブルとしてのファイルアロ
ケーションテーブルとを有してこれらのデータが管理さ
れている。

【００３７】また、論理／物理アドレス変換部には、前
記物理ブロック中での空き領域に対応する物理ブロック
アドレスを管理するセクタスタックテーブルも有してい
る。

【００３８】

【作用】本発明に係るデータ転送方法では、メモリのメ
モリ空間を所定の領域単位にブロック分割して物理上位
アドレスを設け、ファイルをアクセスするための論理上
位アドレスとメモリをアクセスするための物理上位アド
レスとを対応付けて管理してアドレス変換することによ
り、論理アドレスから対応する物理アドレスへのアドレ
ス変換を行ってメモリ空間の有効な活用を行っている。

【００３９】このデータ転送方法では、ファイルの番号
をアドレスとし、このファイルの先頭物理上位アドレス
がデータとして書き込まれた第１のテーブルとしてのフ
ァイルファーストセクタテーブルと、現在の前記物理ブ
ロックアドレスをアドレスとし、この物理ブロックアド
レスの次の物理ブロックアドレスがデータとして書き込
まれた第２のテーブルとしてのファイルアロケーション
テーブルとで各アドレスに対応するデータを管理するこ
とにより、分割されたブロックを示すセクタ番号による
検索やアクセスを行う際に、すぐに、ファイルとメモリ
空間との対応がつくようになり、例えばメモリのアクセ
スを速くする。

【００４０】また、本発明に係るデータ転送装置は、複
数のファイルのデータを扱うメモリのデータを複数の機
器に対応して時分割でデータ転送するデータ転送装置に
おいて、アドレス変換部で、メモリのメモリ空間を所定
の領域単位にブロック分割して物理上位アドレスを設
け、ファイルをアクセスするための論理上位アドレスと
メモリをアクセスするための物理上位アドレスとを対応
付けて管理してアドレス変換することにより、論理アド
レスから対応する物理アドレスへのアドレス変換を行っ
てメモリ空間の有効な活用を可能にしている。

【００４１】また、論理／物理アドレス変換部には、フ
ァイルの番号をアドレスとし、このファイルの先頭物理
上位アドレスがデータとして書き込まれた第１のテーブ
ルとしてのファイルファーストセクタテーブルと、現在
の前記物理ブロックアドレスをアドレスとし、この物理
ブロックアドレスの次の物理ブロックアドレスがデータ
として書き込まれた第２のテーブルとしてのファイルア
ロケーションテーブルとを有してこれらのデータが管理
することにより、すぐにファイルとメモリ空間との対応
がつくようになり、例えばメモリのアクセスを速くす
る。

【００４２】論理／物理アドレス変換部には、前記物理
ブロック中での空き領域に対応する物理ブロックアドレ
スを管理するセクタスタックテーブルを設けることによ
り、データの書き込み時に空き領域へブロック毎にデー
タの取りこぼしなく、データを書き込める。

【００４３】

【実施例】以下、本発明に係るデータ転送方法及びデー
タ転送装置の一実施例について、図面を参照しながら説
明する。本発明のデータ転送方法やデータ転送装置は、
相互に送受信可能でリアルタイムにデータ転送が必要
な、例えば学習装置の教材を供給するサーバ等に適用し
た一例である。

【００４４】ここで、このデータ転送方法を説明するに
あたり時分割の設定について最初に説明する。このデー
タ転送方法では、例えば使用する各子機に対して一巡す
るために要する時間を１フレームと呼んでいる。各実施
例では、１フレームを125μsecに設定している。また、
この１フレームをＮ分割した時間枠は、スロットと呼
び、サブフレームとなっている。この実施例では、Ｎの
値を６４に設定している。したがって、１スロットの期
間は、1.9μsecである。実際に６４個のスロットは、０
から６３までの番号を付してスロット番号としている。

【００４５】上記サブフレームは、８つのサブスロット
に時分割されている。したがって、１サブスロットの期
間は、244nsec になる。１フレームの期間をサブスロッ
トに時分割することにより、全サブスロット数は、１フ
レームに６４×８＝５１２個有している。このように１
フレームを時分割しても基準の周期となる時間は、125
μsecと変わらない。

【００４６】データ転送方法について図１を参照しなが
ら説明する。スロットテーブルには、例えば図１に示す
ように、５１２個の機能情報として番号が書き込まれて
いる。スロットテーブルに書き込まれている機能情報
は、それぞれ、

【００４７】

【表１】

【００４８】に示す機能を持たせるように定義してい
る。ただし、表１における子機のアクセスに使用できる
番号は０〜５０８であるが、子機が接続している番号は
０〜６３としている。１フレームは、上述したように８
つのサブスロット毎にスロットが構成され、各スロット
は０〜６３へとスロット番号＃が増加するように構成さ
れている。スロットテーブルのサブスロットには、ユー
ザの要求に応じて、例えばＣＰＵがスロットテーブルの
各アドレスに対応するメモリに所望する機能情報を書き
込むことでデータの書き換えが行われる。

【００４９】このように複数の機器に対応する各チャン
ネルにファイルデータを時分割でデータ転送するデータ
転送方法では、先ず、概念上のアドレス情報を示す論理
アドレスと実際のメモリ上のアドレス情報を示す物理ア
ドレスを用いる。このとき、ファイルに対して付された
論理アドレス空間と実際のメモリのメモリ空間とをそれ
ぞれブロック単位に分割している。

【００５０】特に、メモリ空間を分割したブロック単位
ごとのブロックをセクタと呼んでいる。このセクタに
は、物理アドレスの先頭からのブロックの番号を付した
物理ブロックアドレスであり、物理上位アドレスとも呼
んでいる。同様に、ファイルの論理アドレス空間をブロ
ック毎に分割したブロックに対してもブロックの順番が
付されている。このブロックの順番が論理ブロックアド
レスとされ、論理上位ブロックと呼ばれている。このデ
ータ転送方法では、このように定義された物理上位アド
レスと論理上位アドレスとを使用する。

【００５１】また、メモリ空間の分割したブロックに
は、各ブロック毎に付されているアドレスが付されてい
る。この内の例えばワード単位をこのブロックの大きさ
としてブロックの幅という。このブロックの幅が下位ア
ドレスに相当する。

【００５２】データ転送方法は、メモリのメモリ空間を
所定の領域単位にブロック分割して物理上位アドレスを
設け、ファイルをアクセスするための論理上位アドレス
とメモリをアクセスするための物理上位アドレスとを対
応付けて管理してアドレス変換を行っている。

【００５３】このデータ転送方法は、上述したように定
義したファイル番号と論理上位アドレスと下位アドレス
とで構成されるアドレスの値が、物理上位アドレスと下
位アドレスとで構成されるアドレスの値と同値になるこ
とを利用して、論理アドレスから物理アドレスへのアド
レス変換を行っている。

【００５４】これらの論理アドレスから物理アドレスの
変換について図１を参照しながら説明する。ここで、デ
ータ転送して記録するファイル数は、例えば図１（ａ）
に示すように、３つのファイルを用意している。この３
つのファイルは、このデータ転送方法によって、それぞ
れブロック単位で分割される。

【００５５】ファイル１は、図１（ａ）から５つのブロ
ックに分割され、ファイル２は、３つのブロックに分割
され、ファイル３は、４つのブロックに分割される。分
割したファイルには、それぞれファイルの先頭からブロ
ックの順番を示す論理上位アドレスが付される。この図
１（ａ）の対応関係は、論理上位アドレス“０”に対応
するファイル１の物理上位アドレスは“１”であり、フ
ァイル２の物理上位アドレスは“２”、ファイル３の物
理上位アドレスは“３”と３つずつ対応する物理アドレ
スを割り当てることを示している。このため、図１
（ａ）の論理上位アドレス“３”では、ファイル２が対
応するブロックがないため、セクタ番号を連続に付して
ファイル３の物理上位アドレスに“１１”を割り当てて
いる。このようにファイル毎の物理上位アドレスと論理
上位アドレスとを対応させている。

【００５６】また、メモリ空間上の論理上位アドレスの
配置は、例えば図１（ｂ）に示すように表される。ここ
で、必要に応じて図１（ａ）も参照する。図１（ｂ）に
示す対応関係は、例えば図１（ａ）のように論理アドレ
スから物理アドレスの対応を求める場合と逆に、物理ア
ドレスから論理アドレスへの対応を求める場合に用いる
とよい。すなわち、メモリ空間から複数のチャンネルへ
ファイルを書き込むような場合に用いる。図１（ｂ）で
は、物理上位アドレスに対して３つのファイルにそれぞ
れ分割したブロックがあるとき上述したようにファイル
番号（ファイル＃）が「１、２、３」と繰り返されるこ
とが判る。ここで、例えば物理上位アドレス“１１”
は、分割したブロックがない場合例えばファイル番号
“２”を飛ばしてファイル番号“３”が割り当てられて
いる。

【００５７】このように論理上位アドレスと物理上位ア
ドレスの対応関係を用いて効率のよいデータ転送を行う
ため、図１（ｃ）に示す管理テーブルを利用する。管理
テーブルには３つのテーブルがある。第１の管理テーブ
ルは、ブロックの順番をアドレスとし、ブロックの番号
をデータとして各ファイルの先頭の前記データを管理す
るファイルファーストセクタテーブル（File First Sec
tor Table;以下、ＦＦＳＴという）である。このＦＦＳ
Ｔには、図１（ｂ）から明らかなように、それぞれ３つ
のファイル毎に最初のブロックのセクタ番号が３つ格納
されている。

【００５８】第２の管理テーブルは、ブロックの番号の
中で現在扱っているセクタ番号をアドレスとし、このブ
ロックの次のセクタ番号をデータとして管理するファイ
ルアロケーションテーブル（File Allocation Tabel;以
下、ＦＡＴという）である。このＦＡＴは、例えば図１
（ｃ）に示すように、ＦＦＳＴからのデータが最初のア
クセスするアドレスとして供給される。このとき、アク
セスしたアドレス１のデータは“４”であるから、ファ
イル１を次に書き込むセクタ番号が“４”であることが
判る。これによって、ファイル１の分割されたブロック
データは物理上位アドレス４のセクタに書き込まれるこ
とになる。このようにファイル１は、セクタ番号
“１”、“４”、“７”、“１０”、“１２”に、ファ
イル２は、セクタ番号“２”、“５”、“８”、に、フ
ァイル３は、“３”、“６”、“９”、“１１”に書き
込まれる。ここで、ファイルデータがない場合、次のセ
クタ番号には、ゼロが入力される。

【００５９】第３の管理テーブルは、物理ブロック中で
の空き領域に対応するブロックの番号を管理するセクタ
スタック（Sector Stack;以下、ＳＳという）である。
このＳＳは、セクタの空き領域を示す位置にスタックポ
インタを配しておく。記録時においては、このスタック
ポインタの位置のセクタにデータを書き込む。この書込
みにより、スタックポインタの値は１つ増加する。この
増加後のスタックポインタが示すアドレスに記憶されて
いるセクタ番号が次に使用されるセクタになる。

【００６０】また、ファイルを消去する場合には、スタ
ックポインタの値を１つずつ減小される。この減小後の
スタックポインタのアドレスに空き領域になったセクタ
番号が格納される。

【００６１】上記ＦＦＳＴ、ＦＡＴ、ＳＳの初期設定
は、ＣＰＵで行う。なお、動作中は、スタックポインタ
のアドレスしかアクセスできない。

【００６２】このように動作させることにより、論理ア
ドレスから対応する物理アドレスへのアドレス変換を行
ってメモリ空間の有効な活用を可能にしている。ブロッ
ク領域を検索したり、アクセスする際の指標に用いて管
理の容易化も図れ、効率的なデータ転送ができる。

【００６３】特に、例えば数千チャンネルのオーダでメ
モリとのデータ転送を行う際にデータの取りこぼしやデ
ータの途切れ等の不具合を起こすことなく、リアルタイ
ムのデータ転送処理を行わせることができる。

【００６４】また、目的の領域へのアクセスを高速に行
うことができ、ファイルの記録、消去が自由にできる。
これにより、ファイルそのものが随時入れ換わりがある
ようなアプリケーションに対して効果的に活用させるこ
とができる。

【００６５】特に、前述した管理テーブルを用いること
により、記録開始時に大きさの判らないファイルをメモ
リに書き込むする場合でも既に記録されているデータを
重ね書きして消去することなく、空き領域がなくなるま
でメモリに書き込むことができる。大きさの判っている
ファイルに対しては、予め領域を確保してから書き込む
ことにより、ファイルのデータが途中で終了してしまう
ことを回避することができる。メモリからのデータの読
み出しには、ファイルが細切れであってもアクセス時間
を変えず、データが途切れることなく、読み出すことが
できる。

【００６６】つぎに、本発明に係るデータ転送装置につ
いて図２〜図８を参照しながら説明する。このデータ転
送装置は、例えば図２に示すように、前述した複数のフ
ァイルのデータを扱うメモリのデータを複数の機器に対
応して時分割でデータ転送するデータ転送方法を具体化
したものである。

【００６７】このデータ転送装置は、ファイルのデータ
空間と上記メモリのメモリ空間をそれぞれ所定の領域単
位にブロック分割して論理上位アドレスと物理上位アド
レスを設け、これら論理上位アドレスと物理上位アドレ
スとを対応付けて管理して論理上位アドレスを対応する
物理上位アドレスに変換するアドレス変換部１を有して
いる。

【００６８】このデータ転送装置は、複数の子機に対し
て時分割にデータ転送を行うため、時分割的に設定され
た時間枠内で行う機能を表す機能情報が書き込まれたス
ロットテーブル２と、このスロットテーブル２にアドレ
ス情報を供給するＣＰＵ３と、このデータ転送装置全体
の各部を同期させて動作させるためにカウンタ４と、後
述する各子機に対するメモリの入出力するデータ範囲の
情報テーブルであるリアルタイムコントロールストレー
ジ（Realtime Control Strage;以下ＲＣＳという）５
と、メモリ空間がブロック単位で分割されているメモリ
６と、メモリ６と各子機とのデータ交換を行う交換機７
とを有している。図２に示すように、データ転送装置
は、この交換機７を介して８台の子機８ａ〜８ｈが並列
的に接続されている。

【００６９】アドレス変換部１は、例えば図３に示すよ
うに、論理上位アドレスをファイルの先頭から分割した
ブロックの順番で示し、各ファイルの書込み／読出しの
領域を決定する論理上位アドレス処理部１ａと、論理上
位アドレス処理部１ａからのブロックの順番と物理上位
アドレスとを用いて論理アドレスから物理アドレスへの
アドレス変換を行う論理／物理アドレス変換部１ｂとで
構成される。

【００７０】スロットテーブル２は、子機のスループッ
トに合わせて、子機との相互のデータ転送するために１
フレーム中のどのスロットを対応させるかの機能情報を
持つテーブルである。前述した第１のデータ転送方法に
よって、スロットテーブル１には、複数の子機に対する
様々なスループットが得られるように設定することがで
きる。このスロットテーブルの設定には、時間枠として
のサブスロットとスロットテーブル２のアドレスとを対
応させている。スロットテーブル１のアドレスに対応す
るメモリには、例えばＲＣＳ５のアドレス値に対応する
データをＣＰＵ３から供給して書き込む。このようにし
てスロットテーブル２は、機能情報であるデータを書き
込んでいる。このデータには、子機番号やチャンネル番
号等がある。

【００７１】なお、スロットテーブル２は、動作モード
に応じてＣＰＵ２やカウンタ５から供給されるアドレス
情報のいずれか一方を入力するようになっている。

【００７２】ＣＰＵ３は、このデータ転送装置において
アドレス情報Ａやデータを各部に供給して制御してい
る。このＣＰＵ３からのアドレス情報Ａが、それぞれス
ロットテーブル２やメモリ６のアドレス入力側に設けて
いるセレクタやＲＣＳ５のアドレス入力側にそれぞれ供
給されている。このＣＰＵ３は、メモリ６とデータ入出
力セレクタを介してデータをやりとりしている。

【００７３】カウンタ４には、図示しない発振器からの
信号が供給されている。カウンタ４は、発振器からの信
号をクロックとしてカウントを行い、カウント値を例え
ばスロットテーブル２やメモリ６の入力側に設けている
アドレス情報用セレクタに供給している。

【００７４】ＲＣＳ５は、子機毎にメモリ６のデータの
書込み／読出し範囲に関した情報を記憶するテーブルで
ある。ＲＣＳ５には、スロットテーブル２とＣＰＵ３の
いずれか一方の選択されたアドレス情報が供給されてい
る。ＲＣＳ５は、データ入出力用セレクタを介してメモ
リ６とデータをやりとりしている。簡単に、ＲＣＳ５の
動作を説明すると、ＲＣＳ５は、サブフレームの前半期
間でテーブル内容を読み、メモリのアドレス、書込み／
読出しを伝えている。同時に、メモリのアドレスを加算
してサブフレームの後半期間に書き込みを行っている。
この操作を順に行うことにより、メモリの領域アクセス
を可能なものにしている。このように動作させることに
より、例えばスロットテーブル２でアサインされる回数
の多い子機ほどメモリのアクセス回数が多くなり、この
結果、データ転送装置のスループットを大きくする。

【００７５】メモリ６は、ＣＰＵ３、カウンタ４、ＲＣ
Ｓ５から供給されるアドレス情報用セレクタを介して入
力している。このアドレス情報用セレクタは、供給され
る選択制御信号に応じてＣＰＵ３、カウンタ４、ＲＣＳ
５のいずれか一つを選択している。このメモリ６は、メ
モリ空間をブロック単位に分割されている。メモリ６
は、アドレスに対応するメモリへの書込み／読出しをデ
ータ入出力用セレクタを介して行わせるようにしてもよ
い。メモリ６は、後述する交換機７を介して子機８ａ〜
８ｈとリアルタイムのデータ転送を行っている。

【００７６】交換機７は、データ転送装置におけるメモ
リ６と各子機８ａ〜８ｈとのデータ交換を行うものであ
る。時分割的に割り当てられたスロット番号＃と子機８
ａ〜８ｈの順番とを対応させている。

【００７７】子機８ａ〜８ｈは、データ転送装置と相互
にデータを交換する端末である。供給されるデータがオ
ーディオ信号やビデオ信号の場合、子機８ａ〜８ｈは、
コーデックによりアナログデータとの交換を行ってい
る。

【００７８】次に、前述したアドレス変換部１の概略的
な各部のブロック構成を図３〜図８を用いて説明する。
論理上位アドレス処理部１ａは、例えば図３に示すよう
に、論理上位アドレスをファイルの先頭から分割したブ
ロックの順番で示し、各ファイルの書込み／読出しの領
域を決定するため、ＲＣＳカレント部１０１と、ＲＣＳ
ストップ１０２と、ＲＣＳ制御部１０３と、演算部１０
４と、加算器１０５、比較器１０６及びビジー回路１０
７とで構成される。

【００７９】また、論理／物理アドレス変換部１ｂは、
例えば図３〜図８に示すように、論理上位アドレス処理
部１ａからのブロックの順番と物理上位アドレスとを用
いて論理アドレスから物理アドレスへのアドレス変換を
行うため、ＲＣＳカレントセクタ部１１０、ファイルフ
ァーストセクタテーブル（以下、ＦＦＳＴという）１１
１、ファイルアロケーションテーブル（以下、ＦＡＴと
いう）１１２、セクタスタック管理部（以下、単にＳＳ
という）１１３と、ＳＳカウンタ１１４と、サーチアロ
ックカウンタ１１５と、複数のゲート回路やレジスタ・
ゲート回路とで構成される。

【００８０】ここで、図３〜図８において、符号Ｒは読
み出しを示し、符号Ｗは書き込むを示し、符号Ａはアド
レスを示し、符号ＳＰはスタックポインタを示してい
る。また、各図面には動作時のモードに伴う信号の流れ
を明確にするため単語を付している。

【００８１】論理上位アドレス処理部１ａの主な各部に
関する機能について簡単に説明する。ここで、データ転
送装置は、カウンタ４からのカウント値がアドレス情報
Ａとしてスロットテーブル２に供給している。このアド
レス情報Ａは、スロットの番号（スロット＃）に対応し
ている。スロットテーブル２は、データを読み出し、ア
ドレス情報ＡとしててＲＣＳカレント部１０１、ＲＣＳ
ストップ部１０２、ＲＣＳ制御部１０３、ＲＣＳカウン
トセクタ部１１０に供給している、

【００８２】ＲＣＳカレント部１０１は、ファイルのど
こから書込み／読出しするかの情報をチャンネルに対応
したＲＣＳ５のアドレス毎に記憶している。また、ＲＣ
Ｓストップ部１０２は、ファイルのどこまで書込み／読
出しするかの情報をチャンネルに対応したＲＣＳ５のア
ドレス毎に記憶している。ＲＣＳ制御部１０３には、チ
ャンネルに対応したＲＣＳ５のアドレス毎に書込み／読
出しするかの情報が書き込まれている。ＲＣＳカレント
部１０１とＲＣＳストップ部１０２とが出力するデータ
は論理アドレスである。

【００８３】ＲＣＳ制御部１０３は、供給されるアドレ
ス情報Ａに応じて書込み／読出しの制御を演算部１０４
に行っている。演算部１０４は、所定の時間内に演算を
行い、演算結果を加算器１０５に出力する。加算器１０
５は、演算結果により１だけ加算してＲＣＳカレント部
１０１に出力する。ＲＣＳカレント部１０１は、自分の
スロットが来る度に次々に更新が行われる。

【００８４】ＲＣＳストップ部１０２は、スロットテー
ブル２からのアドレス情報Ａによりファイルの終了位置
に関するデータを比較器１０６に読み出して供給する。
比較器１０６は、ＲＣＳカレント部１０１からの更新さ
れたデータとＲＣＳストップ部１０２からのデータとを
比較している。ＲＣＳカレント部１０１は、前述したよ
うにスタートアドレス情報Ａに加算器１０５で１ずつ加
算してカレントアドレスを生成し読み出すアドレスを更
新している。この更新されたデータとファイルの終了位
置に関するデータが一致したとき、比較器１０６は、チ
ャンネルとのデータ転送動作を停止させるための信号が
出力する。

【００８５】また、ＲＣＳカレント部１０１は、下位ア
ドレスに対するキャリーを出力する。このＲＣＳカレン
ト部１０１の下位アドレスからキャリーが出力される
と、ビジー回路１０７は記録中にＷビジー（ＷＢＵＳ
Ｙ）を出力し、再生中にＲビジー（ＲＢＵＳＹ）を出力
する。ＲＣＳカレント部１０１は、ブロックの幅を示す
下位アドレスをメモリ６に出力している。

【００８６】次に、論理／物理アドレス変換部１ｂの主
な各部に関する機能について簡単に説明する。ＲＣＳカ
レントセクタ部１１０は、チャンネル毎に格納されてい
る物理上位アドレスを後述する動作に応じてメモリ６の
上位アドレス側に出力している。

【００８７】ＦＦＳＴ１１１は、ファイル毎の先頭のセ
クタ番号をしまうテーブルである。ＦＦＳＴ１１１は、
アドレスをファイル番号、データをセクタ番号、すなわ
ち物理上位アドレスとするテーブルである。ＦＦＳＴ１
１１には、ＣＰＵ３からアドレス情報Ａが供給され、初
期設定が行われる。記録開始時、データ転送装置は、こ
のＦＦＳＴ１１１に格納されたセクタ番号から記録デー
タをしまう。再生時は、ファイル番号を指定すると、こ
のＦＦＳＴ１１１が読まれ、論理アドレスと物理アドレ
スとの変換に使用される。

【００８８】ＦＡＴ１１２は、現在のセクタ番号の次の
セクタ番号を格納しておくテーブルである。ＦＡＴ１１
２は、記録時に次々とリンクを形成する。再生時には、
次々にリンクが手繰られる。ＦＡＴ１１２は、アドレス
に現在のセクタ番号、データに次のセクタ番号を使用し
ている。データ転送装置は、このＦＡＴ１１２でこのリ
ンクを順に辿っていくと、実際にはバラバラに分割して
配されているファイルのデータを順に再現させることが
できる。

【００８９】ＳＳ１１３は、スタックポインタの示す位
置のアドレスに空きのセクタ番号を格納しているテーブ
ルである。記録時においては、このスタックポインタの
位置のセクタにデータを書き込む。この書込みにより、
スタックポインタの値は１つ増加する。この増加後のス
タックポインタが示すアドレスに記憶されているセクタ
番号が次に使用されるセクタになる。ＳＳカウンタ１１
４から供給されるスタックポインタをアドレスとしてＳ
Ｓ１１３は、空き領域を示すセクタ番号をデータとして
ＲＣＳカレントセクタ部１１０やＦＦＳＴ１１１に読み
出して供給する。

【００９０】次に、アドレス変換部１の各動作について
説明する。ファイルの大きさが不明なファイルを新規に
記録したいとき、最初に行う動作をニューセーブ（ＮＥ
ＷＳＡＶＥ）モードと呼ぶ。データ転送装置は、チャ
ンネル番号、ファイル番号、ＲＣＳ情報としてＲＣＳカ
レントデータ：ゼロ、ＲＣＳストップデータ：無限を示
す情報、ＲＣＳ制御データ：書込み（Ｗ）がＣＰＵ３か
ら供給される。このニューセーブモードに対応するコマ
ンドを送ると、例えば図３に示すように、ＳＳ１１３
は、空きセクタに関するデータを読み出す。このデータ
がＦＦＳＴ１１１とチャンネル番号をアドレスとするＲ
ＣＳカレントセクタ部１１０とにそれぞれ供給される。

【００９１】これと同時に残りのＲＣＳ情報もチャンネ
ル番号のアドレスにしまわれる。この一連の処理によっ
てＳＳカウンタ１１４は、スタックポインタを１だけ加
算してカウントアップする。このようにしてこのニュー
セーブモードにおけるデータ転送装置の記録に必要な設
定が終了する。次に、スロットテーブル２から供給され
るチャンネルがアサインされたときから、データ転送装
置はメモリ６への実際の記録を開始する。この記録は、
後述するストップコマンドが供給されるまで続けられ
る。

【００９２】再生時や追加記録を行いたいとき、最初に
行う動作をサーチ（ＳＥＡＲＣＨ）モードと呼ぶ。デー
タ転送装置は、チャンネル番号、ファイル番号、ＲＣＳ
情報としてＲＣＳカレントデータ：論理スタートアドレ
ス、ＲＣＳストップデータ：論理ストップアドレス、Ｒ
ＣＳ制御データ：再生時、読出し（Ｒ）／追加記録時、
書込み（Ｗ）がＣＰＵ３から供給される。このサーチモ
ードに対応するコマンドを送ると、例えば図４に示すよ
うに、データ転送装置ではＦＦＳＴ１１１から開始セク
タの番号が読み出される。この開始セクタの番号が、Ｆ
ＡＴ１１２のアドレス情報としてゲート回路を介してＦ
ＡＴ１１２に供給される。ＦＡＴ１１２は、この対応す
るアドレスのデータを読み出してＲＣＳカレントセクタ
部１１０に出力する。データ転送装置は、このＦＡＴ１
１２の読み出しによって、論理スタート上位アドレスの
数だけ繰り返して物理スタート上位アドレスを探してＲ
ＣＳカレントセクタ部１１０に格納する。このようにし
て論理で指定されたスタートアドレスを物理アドレスに
変換している。

【００９３】これと同時に残りのＲＣＳ情報もチャンネ
ル番号のアドレスにしまわれる。図４に示すサーチ０
（ＳＥＡＲＣＨ０）は、論理スタート上位アドレスの値
がゼロであることを示し、サーチ１（ＳＥＡＲＣＨ１）
は、論理スタート上位アドレスの値が１であることを示
し、サーチＮ（ＳＥＡＲＣＨＮ）は、論理スタート上位
アドレスの値が１より大きい値であることを示してい
る。

【００９４】サーチ０は、ファイル番号をアドレスとし
てＦＦＳＴ１１１から最初のセクタ番号がいくつか読む
サーチアクト（ＳＥＡＲＣＨＡＣＴ）と論理上位アドレ
スの数だけ探り、物理上位アドレスを見つけたときのサ
ーチエンド（ＳＥＡＲＣＨＥＮＤ）を行うそれぞれの動
作の場合を示している。

【００９５】サーチ１は、上述したサーチアクトと、Ｆ
ＦＳＴ１１１の出力をアドレスとしてＦＡＴ１１２を読
むサーチＢ（ＳＥＡＲＣＨＢ）と、上述したサーチエ
ンドを行うそれぞれの動作の場合を示している。

【００９６】また、サーチＮは、上述したサーチアク
ト、サーチＢ、サーチエンドと、ＦＦＳＴ１１１の出力
をアドレスとしてＦＡＴ１１２を繰り返し読むサーチＣ
（ＳＥＡＲＣＨＣ）を行うそれぞれの動作の場合を示
している。

【００９７】このようにしてデータ転送装置は、再生や
追加記録に必要な設定を終了する。次に、スロットテー
ブル２から供給されるチャンネルがアサインされたとき
から、データ転送装置はメモリ６への実際の再生や追加
記録を開始する。なお、後述するＷビジーやＲビジーの
場合、このサーチモードは中断する。また、上述したサ
ーチアクト、サーチＢ、サーチエンドとは重ならない。

【００９８】ファイルの大きさが既知のファイルを新規
に記録したいとき、最初に行う動作をアロック（ＡＬＬ
ＯＣ）モードと呼ぶ。このような場合、記録開始時には
空き領域に余裕があっても他のチャンネルがメモリ６を
どれだけ使用するか不明なので、ファイルを最後まで記
録できるという保証がないことになる。このため、記録
を開始する前に必ず必要なセクタ数を確保してセクタの
リンクを形成してしまう。

【００９９】チャンネル番号、ファイル番号、セクタ数
を与えて、アロックモードに対応するコマンドを送る
と、ＳＳ１１３は、空きセクタに関するデータを読み出
す。このデータが、図５に示すように、ＦＦＳＴ１１１
とＲＣＳカレントセクタ部１１０とにそれぞれ供給さ
れ、格納される。この一連の処理によってＳＳカウンタ
１１４は、スタックポインタを１だけ加算してカウント
アップする。さらに、このアロックモードでは、空きセ
クタが読まれ、この読んだ空きセクタのデータを前回の
空き領域のセクタ番号をアドレスとしたＦＡＴ１１２に
格納する。このとき、また、ＳＳカウンタ１１４は、ス
タックポインタを１だけ加算してカウントアップする。
これをセクタ数だけ繰り返して必要なセクタを確保す
る。

【０１００】上述したアロックモードによって領域を確
保したセクタに記録したいとき、最初に行う動作をアロ
ックセーブ（ＡＬＬＯＣＳＡＶＥ）モードと呼ぶ。デ
ータ転送装置は、チャンネル番号、ファイル番号、ＲＣ
Ｓ情報としてＲＣＳカレントデータ：ゼロ、ＲＣＳスト
ップデータ：論理ストップアドレス、ＲＣＳ制御デー
タ：記録時、書込み（Ｗ）がＣＰＵ３から供給される。
このアロックセーブに対応するコマンドを送ると、スロ
ットテーブル２からチャンネルがアサインされたときか
ら、実際にメモリ６へのファイルデータの記録が開始さ
れる。

【０１０１】一度記録したファイルを消去する動作をク
リアモードと呼ぶ。このクリアモードの動作は、例えば
図６に示すような流れで行われる。ファイル番号をＣＰ
Ｕ３から与え、クリアモードに対応するコマンドを送る
と、ＦＦＳＴ１１１から先頭のアドレスを読み出し、そ
の後このアドレスのデータをゼロにする。ＳＳカウンタ
１１４は、スタックポインタの値を１だけ減算する。

【０１０２】次に、先頭のセクタをアドレスとしてＦＡ
Ｔ１１２が読まれる。ＳＳ１１３には、減算後のスタッ
クポインタをアドレスとするＦＡＴ１１２の上記セクタ
が書き込まれる。ＦＡＴ１１２は、上記アドレスのデー
タをゼロにする。これらの一連の動作が一斉に行われ
る。空きセクタの要求があっても矛盾なく動作させるこ
とができる。

【０１０３】さらに、データ転送装置における論理／物
理アドレス変換部１ｂでは、スタックポインタが１だけ
減算され、ＦＡＴ１１２を読んで得られたセクタをアド
レスとしてこのアドレスのデータを読み出す。この減算
後のスタックポインタをアドレスとするＳＳ１１３に
は、そのセクタ番号が書き込まれる。この後、ＦＡＴ１
１２は、上記アドレスのデータをゼロにする。この一連
の処理を行い、ＦＡＴ１１２を読んだ値がゼロと検出さ
れるまで、すなわちファイルが終了するまで繰り返す。

【０１０４】通常のメモリ６への記録／再生を通常動作
モードという。ニューセーブモード、サーチモード、ア
ロックセーブモードの後にこの通常動作モードになる。
ＲＣＳカレント部１０１が出力するＲＣＳカレントの値
は、各チャンネル毎に増加していく。ここで、下位アド
レスが一杯になると、後述するＷビジーあるいはＲビジ
ーになる。また、ＲＣＳカレントの値がＲＣＳストップ
部１０２からの値と一致すると、そのチャンネルに対す
るメモリ６への記録あるいは再生の動作が終了となる。

【０１０５】次に、ＷビジーモードやＲビジーモードに
ついて図７と図８を参照しながら説明する。Ｗビジーと
は、例えばあるチャンネルでニューセーブモードによる
新規の記録時やサーチモードによる追加記録時におい
て、データを書込み中のセクタの下位アドレスが一杯に
なったことを示す信号である。このＷビジーが出力され
ると、図７に示すＳＳ１１３は、空きセクタを読み出
す。この空きセクタのデータをアドレスとするＲＣＳカ
レントセクタ部１１０やＦＡＴ１１２に供給してストア
する。ＳＳカウンタ１１４は１だけカウントアップさせ
る。上述した動作は、設定した時間枠内の時間で完結さ
せ、他の動作に影響を及ぼさない。次に、スロットテー
ブル２から供給されるチャンネルがアサインされたとき
から、新しいセクタに記録を開始する。

【０１０６】Ｒビジーとは、例えばあるチャンネルでサ
ーチモードによる再生時やアロックセーブモードによる
記録時において、データを読出し中のセクタの下位アド
レスが一杯になったことを示す信号である。このＲビジ
ーが出力されると、図８に示すようにその時点でのセク
タ番号をアドレスとするＦＡＴ１１２がアクセスされ
る。ＦＡＴ１１２は、このアドレスのデータを読み出
し、次のセクタ番号を得る。ＲＣＳカレントセクタ１１
０は、この読み出した次のセクタ番号を格納する。上述
した動作は、設定した時間枠内の時間で完結させ、他の
動作に影響を及ぼさない。次に、スロットテーブル２か
ら供給されるチャンネルがアサインされたときから、新
しいセクタのデータを再生し始める。

【０１０７】最後に、動作を終了させるストップモード
は、動作しているチャンネルのＲＣＳカレントの値を強
制的にゼロにして動作を終了させている。

【０１０８】このデータ転送装置は、多チャンネルの間
のデータ転送をリアルタイムに行うため動作の保証が必
要になる。このために、前述した各モードには動作に優
先順位を設けている。最優先のモードは、上述した動作
終了させるストップモードに設定されている。第２の優
先順位のモードは、ＷビジーとＲビジーである。これら
２つのモードは、例えば子機と直接データの入出力を行
っている最中であることから、データの取りこぼし、途
中でデータが途切れることのないように動作させる必要
性から第２の優先順位にしている。このＷビジーモード
とＲビジーモードは、同じ時間枠内に同時に起こること
がないので、優先順位に区別がない。

【０１０９】第３の優先順位のモードは、通常動作モー
ドである。このモードは、ニューセーブモード、サーチ
モード、アロックモード、アロックセーブモード及びク
リアモードの動作と全く独立に行われる。上述のＷビジ
ーモードとＲビジーモードは、通常動作モードの特別な
場合である。

【０１１０】第４の優先順位のモードは、ニューセーブ
モード、サーチモード及びアロックセーブモードであ
る。これらのモードは、同時に複数のモードを動作させ
ることがなく、必ず１つしか実行できない。これらのモ
ードは、ＣＰＵ３よりの対応するコマンドが入力される
ことにより開始する。ＷビジーモードとＲビジーモード
になったとき、データ転送装置は、そのチャンネルの時
間枠内における実行が中断させられ、後に自動復帰によ
り再開させている。記録と再生のクイックレスポンスを
保証するため、アロックモードとクリアモードの実行中
であってもニューセーブモード、サーチモード及びアロ
ックセーブモードを開始することができるようにしてい
る。

【０１１１】第５の優先順位のモードは、アロックモー
ドとクリアモードである。これら２つのモードもＣＰＵ
３から対応するコマンドの供給により、動作を開始す
る。これらの動作も同時には１つしか実行できない。ニ
ューセーブモード、サーチモード、アロックセーブモー
ド、Ｗビジーモード及びＲビジーモードになったとき、
データ転送装置は、そのチャンネルの時間枠内における
実行が中断させられ、後に自動復帰により再開させてい
る。

【０１１２】このデータ転送装置を設計例を以下に示
す。設計における各パラメータはメモリを６４ビット
幅、容量１Ｇバイト、サイクルタイム２４４ｎｓｅｃ、
ＲＣＳカレントとして上位１６ビット、下位１１ビッ
ト、１スロットあたり６４ｋｂｐｓの能力を有するもの
と仮定する。また、１フレームは、１ｋＨｚ、すなわち
１ｍｓｅｃとし、スロット数は、４０９６個とし、ＲＣ
Ｓアドレスも４０９６とする。

【０１１３】子機のスループットを６４ｋｂｐｓとする
とき、１チャンネルあたり１スロット、４０９６チャン
ネル、記録時間３４時間、１セクタ：２ｓｅｃとなる。
また、子機のスループットを１．５３６Ｍｂｐｓとする
とき、１チャンネルあたり２４スロット、１７０チャン
ネル、記録時間１．４時間、１セクタ：８５ｍｓｅｃと
なる。ここで、セクタ数、最大ファイル数、１ファイル
あたりの最大セクタ数を等しいとすると、この値は６５
５３６である。

【０１１４】ＦＦＳＴ１１１、ＦＡＴ１１２、ＳＳ１１
３のメモリ６へのアクセスタイムを６１ｎｓｅｃとする
と、１ファイルあたりの最大セクタ数、すなわち６５５
３６を一巡するに要する時間は７．８ｍｓｅｃとなる。
例えばサーチモードにするコマンドを送って、実際に子
機とのデータの入出力を送るまでの待ち時間は、最悪で
も７．８ｍｓｅｃになることを意味する。

【０１１５】また、４０９６チャンネル同時に要求があ
った場合、３２ｓｅｃかかることになる。しかしなが
ら、同時にこれだけの要求が発生することは先ず有り得
ない。子機のスループットを１．５３６Ｍｂｐｓ、目的
のセクタを１２分後のセクタ、同時に１０チャンネルの
要求が発せられると、１００００セクタを１０回たぐる
ので、これに要する時間はわずか１２．２ｍｓｅｃで済
む。

【０１１６】このように時分割して動作させることによ
り、再生時のクイックレスポンスを確保することができ
る。

【０１１７】このように構成し動作させることにより、
論理アドレスから対応する物理アドレスへのアドレス変
換を行ってメモリ空間の有効な活用を可能にしている。
ブロック領域を検索したり、アクセスする際の指標に用
いて管理の容易化も図れ、効率的なデータ転送ができ
る。

【０１１８】特に、例えば数千チャンネルのオーダでメ
モリとのデータ転送を行う際にデータの取りこぼしやデ
ータの途切れ等の不具合を起こすことなく、リアルタイ
ムのデータ転送処理を行わせることができる。

【０１１９】また、目的の領域へのアクセスを高速に行
うことができ、ファイルの記録、消去が自由にできる。
これにより、ファイルそのものが随時入れ換わりがある
ようなアプリケーションに対して効果的に活用させるこ
とができる。

【０１２０】特に、前述した管理テーブルを用いること
により、記録開始時に大きさの判らないファイルをメモ
リに書き込むする場合でも既に記録されているデータを
重ね書きして消去することなく、空き領域がなくなるま
でメモリに書き込むことができる。大きさの判っている
ファイルに対しては、予め領域を確保してから書き込む
ことにより、ファイルのデータが途中で終了してしまう
ことを回避することができる。メモリからのデータの読
み出しには、ファイルが細切れであってもアクセス時間
を変えず、データが途切れることなく、読み出すことが
できる。これにより、例えば多数のコンピュータの外部
ストレージとしても使用でき、マルチタスクサーバとし
て多数のコンピュータや端末からの同時アクセスも行え
る。

【０１２１】以上のような方法を用いることにより、デ
ータの取りこぼしや途切れといった不具合を生じること
なく、自由にメモリへの記録や再生を行えるデータ転送
を行うことができる。再生時のクイックレスポンスも確
保でき、効率的なシステムの構築に役立てることができ
る。これにより、例えば多数のコンピュータの外部スト
レージとしても使用でき、マルチタスクサーバとして多
数のコンピュータや端末からの同時アクセスも行える。

【０１２２】ファイルの記録、消去も自由にでき、多く
のソースを扱うＡＶエディタ等のテンポラリなサーバと
しても有効である。記録と再生が対称なので、同時に記
録再生できるアプリケーションを容易に実現できる。

【０１２３】また、このような構成を用いることによ
り、データの取りこぼしや途切れといった不具合を生じ
ることなく、自由にメモリへの記録や再生を行えるデー
タ転送を行うことができる。再生時のクイックレスポン
スも確保でき、効率的なシステムの構築に役立てること
ができる。これにより、例えば多数のコンピュータの外
部ストレージとしても使用でき、マルチタスクサーバと
して多数のコンピュータや端末からの同時アクセスも行
える。

【０１２４】ファイルの記録、消去も自由にでき、多く
のソースを扱うＡＶエディタ等のテンポラリなサーバと
しても有効である。記録と再生が対称なので、同時に記
録再生できるアプリケーションを容易に実現できる。

【０１２５】

【発明の効果】本発明に係るデータ転送方法では、メモ
リのメモリ空間を所定の領域単位にブロック分割して物
理上位アドレスを設け、ファイルをアクセスするための
論理上位アドレスとメモリをアクセスするための物理上
位アドレスとを対応付けて管理してアドレス変換して、
論理アドレスから対応する物理アドレスへのアドレス変
換を行ってメモリ空間の有効に活用することにより、デ
ータの取りこぼしや途切れといった不具合を生じること
なく、自由にメモリへの記録や再生を行えるデータ転送
を行うことができる。再生時のクイックレスポンスも確
保でき、効率的なシステムの構築に役立てることができ
る。これにより、例えば多数のコンピュータの外部スト
レージとしても使用でき、マルチタスクサーバとして多
数のコンピュータや端末からの同時アクセスも行える。

【０１２６】また、本発明のデータ転送装置では、アド
レス変換部で、メモリのメモリ空間を所定の領域単位に
ブロック分割して物理上位アドレスを設け、ファイルを
アクセスするための論理上位アドレスとメモリをアクセ
スするための物理上位アドレスとを対応付けて管理して
アドレス変換して、論理アドレスから対応する物理アド
レスへのアドレス変換を行ってメモリ空間の有効に活用
することにより、データの取りこぼしや途切れといった
不具合を生じることなく、自由にメモリへの記録や再生
を行えるデータ転送を行うことができる。再生時のクイ
ックレスポンスも確保でき、効率的なシステムの構築に
役立てることができる。これにより、例えば多数のコン
ピュータの外部ストレージとしても使用でき、マルチタ
スクサーバとして多数のコンピュータや端末からの同時
アクセスも行える。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明に係るデータ転送方法におけるファイル
毎の論理上位アドレスと物理上位アドレスとの対応関
係、メモリ空間上での論理上位アドレスの配置関係、こ
れらの関係を踏まえた動作を説明する図である。

【図２】本発明に係るデータ転送装置の概略的なブロッ
ク図である。

【図３】上記データ転送装置のアドレス変換部において
ニューセーブモードの動作を説明する図である。

【図４】上記データ転送装置のアドレス変換部において
サーチモードの動作を説明する図である。

【図５】上記データ転送装置のアドレス変換部において
アロックモードの動作を説明する図である。

【図６】上記データ転送装置のアドレス変換部において
クリアモードの動作を説明する図である。

【図７】上記データ転送装置のアドレス変換部において
Ｗビジーモードの動作を説明する図である。

【図８】上記データ転送装置のアドレス変換部において
Ｒビジーモードの動作を説明する図である。

【図９】従来のデータ転送装置の概略的なブロック構成
と動作を説明するための図である。

【図１０】１フレームの時分割の構成とこの構成に設定
された動作を説明するタイミングチャートである。

【図１１】上記従来のデータ転送装置における音声メモ
リアドレス発生器に書き込まれるデータの設定を説明す
る図である。

【図１２】上記音声メモリアドレス発生器に対応したメ
モリへのデータの書込み／読出しを説明する図である。

【図１３】上記メモリへのアクセスにおけるカレントア
ドレスの設定とストップアドレスの検出を説明する図で
ある。

【符号の説明】

１アドレス変換部２スロットテーブル３ＣＰＵ４カウンタ５ＲＣＳ６メモリ７交換機８ａ〜８ｈ子機１ａ論理上位アドレス処理部１ｂ論理／物理アドレス変換部１０１ＲＣＳカレント部１０２ＲＣＳストップ部１０３ＲＣＳ制御部１０４演算部１０５加算器１０６比較器１０７ビジー回路１１０ＲＣＳカレントセクタ部１１１ＦＦＳＴ１１２ＦＡＴ１１３ＳＳ１１４ＳＳカウンタ１１５サーチアロックカウンタ

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数のファイルのデータを扱うメモリの
データを複数の機器に対応して時分割でデータ転送する
データ転送方法において、上記メモリのメモリ空間を所定の領域単位にブロック分
割して物理ブロックアドレスを設け、上記ファイルをア
クセスするための論理ブロックアドレスと上記メモリを
アクセスするための物理ブロックアドレスとを対応付け
て管理してアドレス変換することを特徴とするデータ転
送方法。
【請求項２】前記ファイルの番号をアドレスとし、当
該ファイルの先頭物理ブロックアドレスがデータとして
書き込まれた第１のテーブルと、現在の前記物理ブロッ
クアドレスをアドレスとし、この物理ブロックアドレス
の次の物理ブロックアドレスがデータとして書き込まれ
た第２のテーブルとで各アドレスと対応するデータを管
理することを特徴とする請求項１記載のデータ転送方
法。
【請求項３】前記物理ブロック中での空き領域に対応
する物理ブロックアドレスを管理することを特徴とする
請求項２記載のデータ転送方法。
【請求項４】複数のファイルのデータを扱うメモリの
データを複数の機器に対応して時分割でデータ転送する
データ転送装置において、上記メモリのメモリ空間を所定の領域単位にブロック分
割して物理ブロックアドレスを設け、上記ファイルをア
クセスするための論理ブロックアドレスと上記メモリを
アクセスするための物理ブロックアドレスとを対応付け
て管理してアドレス変換するアドレス変換手段を有する
ことを特徴とするデータ転送装置。
【請求項５】前記アドレス変換手段は、前記論理ブロ
ックアドレスを前記ファイルの先頭から分割したブロッ
クの順番で示し、各ファイルの書込み／読出しの領域を
決定する論理ブロックアドレス処理手段と、該論理ブロックアドレス処理手段からのブロックの順番
と前記物理ブロックアドレスとを用いて論理アドレスか
ら物理アドレスへのアドレス変換を行う論理／物理アド
レス変換手段とを有することを特徴とする請求項４記載
のデータ転送装置。
【請求項６】前記論理／物理アドレス変換手段には、
前記ファイルの番号をアドレスとし、当該ファイルの先
頭物理ブロックアドレスがデータとして書き込まれた第
１の管理テーブルと、現在の前記物理ブロックアドレスをアドレスとし、この
物理ブロックアドレスの次の物理ブロックアドレスがデ
ータとして書き込まれた第２の管理テーブルとを有する
ことを特徴とする請求項５記載のデータ転送装置。
【請求項７】前記論理／物理アドレス変換手段には、
前記物理ブロック中での空き領域に対応する物理ブロッ
クアドレスを管理するテーブルを有することを特徴とす
る請求項５記載のデータ転送装置。