JPH08241174A - ディスク制御装置の制御方法 - Google Patents
ディスク制御装置の制御方法Info
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- JPH08241174A JPH08241174A JP7044081A JP4408195A JPH08241174A JP H08241174 A JPH08241174 A JP H08241174A JP 7044081 A JP7044081 A JP 7044081A JP 4408195 A JP4408195 A JP 4408195A JP H08241174 A JPH08241174 A JP H08241174A
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
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- G06F3/061—Improving I/O performance
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- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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- G11B20/10—Digital recording or reproducing
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- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 ＦＢＡディスク装置に対する読み／書き動作
の効率化、高速化を図る。 【構成】 ディスク４０上の１ＣＫＤトラックを複数個
の固定長のＦＢＡブロックに分割し、先頭のＦＢＡブロ
ックにはＣＫＤトラックのホームアドレスＨＡとＣＫＤ
フォーマットを有するレコードＲ0のみを記録し、他の
ＦＢＡブロックには、ＣＫＤフォーマットを有するレコ
ードＲ1,Ｒ2・・・の各フィールド(COUNTフィールド、KEY
フィールド、DATAフィールド)を記録する。これによ
り、ディスク制御装置３０が上位装置１１よりレコード
Ｒ１からのフォーマットライト処理命令を受け付けた場
合でも、該ＨＡ／Ｒ０のＦＢＡブロックはキャッシュメ
モリ３３に読み出されず、レコードＲ１以降のＦＢＡブ
ロックのみが読み出される。このため、メモリ上でレコ
ードＲ１以降のライト処理を簡単に行うことができ、高
速にフォーマットライト処理を行うことができる。
の効率化、高速化を図る。 【構成】 ディスク４０上の１ＣＫＤトラックを複数個
の固定長のＦＢＡブロックに分割し、先頭のＦＢＡブロ
ックにはＣＫＤトラックのホームアドレスＨＡとＣＫＤ
フォーマットを有するレコードＲ0のみを記録し、他の
ＦＢＡブロックには、ＣＫＤフォーマットを有するレコ
ードＲ1,Ｒ2・・・の各フィールド(COUNTフィールド、KEY
フィールド、DATAフィールド)を記録する。これによ
り、ディスク制御装置３０が上位装置１１よりレコード
Ｒ１からのフォーマットライト処理命令を受け付けた場
合でも、該ＨＡ／Ｒ０のＦＢＡブロックはキャッシュメ
モリ３３に読み出されず、レコードＲ１以降のＦＢＡブ
ロックのみが読み出される。このため、メモリ上でレコ
ードＲ１以降のライト処理を簡単に行うことができ、高
速にフォーマットライト処理を行うことができる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はディスク制御装置の制御
方法に係わり、特に上位装置と磁気ディスク装置との間
に設けられ、メモリ上でＣＫＤフォーマットとＦＢＡフ
ォーマットのエミュレーション（フォーマット変換）を
行い、固定長単位で磁気ディスク装置にアクセスするデ
ィスク制御装置の制御方法に関する。
方法に係わり、特に上位装置と磁気ディスク装置との間
に設けられ、メモリ上でＣＫＤフォーマットとＦＢＡフ
ォーマットのエミュレーション（フォーマット変換）を
行い、固定長単位で磁気ディスク装置にアクセスするデ
ィスク制御装置の制御方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】磁気ディスクサブシステムは、Ｉ／Ｏデ
バイスとして磁気ディスク装置（ＤＡＳＤ：Direct Acc
ess Storage Device)と、該磁気ディスク装置と上位装
置との間に設けられ磁気ディスク装置へのデータの書き
込み及び磁気ディスク装置からのデータの読み出しを制
御するディスク制御装置を備えている。磁気ディスク装
置は機械的動作を伴うため、アクセス時間はミリ秒台よ
り高速にすることが困難で、半導体メモリのアクセス時
間に比べると、相当の開きがある。そこで、アクセス速
度を向上させるためにディスク制御装置内にキャッシュ
メモリを備えたものがある。これはホストからのアクセ
スが磁気ディスク装置上の特定データに集中する傾向に
あることを利用して、参照頻度が高いデータをキャッシ
ュメモリに複写し、複写したデータへの再アクセスは磁
気ディスク装置上のデータをアクセスする代わりに、キ
ャッシュメモリ上から直接転送するものである。データ
はＬＲＵ（Least Recently Used)アルゴリズムに基づき
入れ替えられるため、その時点でアクセス頻度が高いデ
ータを保持する。アクセス頻度の高いデータは機械的な
動作が不要となり、Ｉ／Ｏ応答時間を大幅に短縮でき
る。
バイスとして磁気ディスク装置（ＤＡＳＤ：Direct Acc
ess Storage Device)と、該磁気ディスク装置と上位装
置との間に設けられ磁気ディスク装置へのデータの書き
込み及び磁気ディスク装置からのデータの読み出しを制
御するディスク制御装置を備えている。磁気ディスク装
置は機械的動作を伴うため、アクセス時間はミリ秒台よ
り高速にすることが困難で、半導体メモリのアクセス時
間に比べると、相当の開きがある。そこで、アクセス速
度を向上させるためにディスク制御装置内にキャッシュ
メモリを備えたものがある。これはホストからのアクセ
スが磁気ディスク装置上の特定データに集中する傾向に
あることを利用して、参照頻度が高いデータをキャッシ
ュメモリに複写し、複写したデータへの再アクセスは磁
気ディスク装置上のデータをアクセスする代わりに、キ
ャッシュメモリ上から直接転送するものである。データ
はＬＲＵ（Least Recently Used)アルゴリズムに基づき
入れ替えられるため、その時点でアクセス頻度が高いデ
ータを保持する。アクセス頻度の高いデータは機械的な
動作が不要となり、Ｉ／Ｏ応答時間を大幅に短縮でき
る。
【０００３】図２はキャッシュメモリを備えたディスク
制御装置（ＤＣＵ）を含むシステムの構成図であり、１
０はホスト装置（ＣＰＵ）、２０ａ，２０ｂ，２０ｃ・
・・はホスト装置に設けられた複数のチャネル、３０は
ディスク制御装置（ＤＣＵ）、４０ａ〜４０ｆは磁気デ
ィスク装置（ＤＡＳＤ）である。ディスク制御装置にお
いて、３１ａ〜３１ｃ，３１ａ′〜３１ｃ′は上位装置
とのインターフェースを司るチャネルアダプタ（Ｃ
Ａ）、３２ａ〜３２ｃ，３２ａ′〜３２ｃ′は磁気ディ
スク装置とのインターフェースを司るデバイスアダプタ
（ＤＡ）、３３はキャッシュメモリ、３４ａ，３４ａ′
はキャッシュメモリの管理及びヒット／ミス判定等の処
理を行うキャッシュファンクションエンジン（ＣＦ
Ｅ）、３５ａ，３５ａ′は全体の資源管理及び処理動作
に関する制御を行うリソースマネージャ（ＲＭ）、３６
ａ，３６ａ′は各ユニットのＩＭＬ（イニシャル・マイ
クロプログラム・ローデング）処理や状態監視処理、障
害時のリカバリ処理を行うサービスアダプタ、３７ａ，
３７ａ′は各ユニットの制御用マイクロプログラムを記
憶する不揮発性のメモリ（ＰＳ）で、例えば磁気ディス
ク装置である。
制御装置（ＤＣＵ）を含むシステムの構成図であり、１
０はホスト装置（ＣＰＵ）、２０ａ，２０ｂ，２０ｃ・
・・はホスト装置に設けられた複数のチャネル、３０は
ディスク制御装置（ＤＣＵ）、４０ａ〜４０ｆは磁気デ
ィスク装置（ＤＡＳＤ）である。ディスク制御装置にお
いて、３１ａ〜３１ｃ，３１ａ′〜３１ｃ′は上位装置
とのインターフェースを司るチャネルアダプタ（Ｃ
Ａ）、３２ａ〜３２ｃ，３２ａ′〜３２ｃ′は磁気ディ
スク装置とのインターフェースを司るデバイスアダプタ
（ＤＡ）、３３はキャッシュメモリ、３４ａ，３４ａ′
はキャッシュメモリの管理及びヒット／ミス判定等の処
理を行うキャッシュファンクションエンジン（ＣＦ
Ｅ）、３５ａ，３５ａ′は全体の資源管理及び処理動作
に関する制御を行うリソースマネージャ（ＲＭ）、３６
ａ，３６ａ′は各ユニットのＩＭＬ（イニシャル・マイ
クロプログラム・ローデング）処理や状態監視処理、障
害時のリカバリ処理を行うサービスアダプタ、３７ａ，
３７ａ′は各ユニットの制御用マイクロプログラムを記
憶する不揮発性のメモリ（ＰＳ）で、例えば磁気ディス
ク装置である。
【０００４】各ユニットは相互にバス３８ａ，３８ａ′
で接続されており、各バス３８ａ，３８ａ′は図示しな
いがC-BUS,D-BUS,S-BUSを有している。C-BUSは各ユニッ
トがメッセージ通信及び制御情報のアクセスを行う制御
用バス、D-BUSは各ユニットがデータを授受するデータ
転送用バス、S-BUSはサービスアダプタ３６ａ，３６
ａ′がマスターになり、各ユニットの状況を管理するサ
ービスバスである。又、サービスアダプタ３６ａ，３６
ａ′には図示しないが操作パネルが接続されている。
で接続されており、各バス３８ａ，３８ａ′は図示しな
いがC-BUS,D-BUS,S-BUSを有している。C-BUSは各ユニッ
トがメッセージ通信及び制御情報のアクセスを行う制御
用バス、D-BUSは各ユニットがデータを授受するデータ
転送用バス、S-BUSはサービスアダプタ３６ａ，３６
ａ′がマスターになり、各ユニットの状況を管理するサ
ービスバスである。又、サービスアダプタ３６ａ，３６
ａ′には図示しないが操作パネルが接続されている。
【０００５】図２のディスク制御装置では中央点線で左
右に対称に構成された二重化構成（Ｇ０は第１コントロ
ーラ側で０系，Ｇ１は第２コントローラ側で１系）にな
っており、キャッシュメモリ３３は共通モジュールを構
成している。ＣＰＵ１０は所定のチャネルを介して第１
コントローラ側Ｇ０と第２コントローラ側Ｇ１側のチャ
ネルアダプタに適宜接続され、又、各ディスク装置（Ｄ
ＡＳＤ）４０ａ〜４０ｆは第１コントローラ側Ｇ０と第
２コントローラ側Ｇ１からアクセス可能になっている。
従って、一方のチャネルアダプタあるいはデバイスアダ
プタに障害が生じてもＣＰＵは他方のチャネルアダプ
タ、デバイスアダプタから磁気ディスク装置にアクセス
することができる。
右に対称に構成された二重化構成（Ｇ０は第１コントロ
ーラ側で０系，Ｇ１は第２コントローラ側で１系）にな
っており、キャッシュメモリ３３は共通モジュールを構
成している。ＣＰＵ１０は所定のチャネルを介して第１
コントローラ側Ｇ０と第２コントローラ側Ｇ１側のチャ
ネルアダプタに適宜接続され、又、各ディスク装置（Ｄ
ＡＳＤ）４０ａ〜４０ｆは第１コントローラ側Ｇ０と第
２コントローラ側Ｇ１からアクセス可能になっている。
従って、一方のチャネルアダプタあるいはデバイスアダ
プタに障害が生じてもＣＰＵは他方のチャネルアダプ
タ、デバイスアダプタから磁気ディスク装置にアクセス
することができる。
【０００６】チャネルアダプタ３１ａ〜３１ｃ′、デバ
イスアダプタ３２ａ〜３２ｃ′、キャッシュファンクシ
ョンエンジン３４ａ〜３４ａ′、リソースマネージャ３
５ａ〜３５ａ′、サービスアダプタ３６ａ，３６ａ′は
それぞれマイクロプロセッサで構成されており、おおむ
ね図３に示す構成を備えている。図において、５１はマ
イクロプロセッサ（ＭＰＵ）、５２はＲＡＭ構成の制御
記憶部（ＣＳ）、５３はＲＯＭ構成の制御記憶部（Ｃ
Ｓ）、５４は内部バス３８ａ，３８ａ′に接続されたド
ライバ／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）、５５はバスインター
フェースロジック（ＢＩＬ）、５６は外部インターフェ
ースと接続されたドライバ／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）、
５７はバッファ又は制御テーブル記憶部（ＴＳ）、５８
は個別ＬＳＩ（ゲートアレイ）である。リソースマネー
ジャ３５ａ，３５ａ′の制御テーブル記憶部５７には各
種制御テーブル、例えば排他管理テーブルＥＡＴ（図示
せず）、パスグループテーブルＰＧＴ、物理構成テーブ
ルＰＣＴ等が記憶される。
イスアダプタ３２ａ〜３２ｃ′、キャッシュファンクシ
ョンエンジン３４ａ〜３４ａ′、リソースマネージャ３
５ａ〜３５ａ′、サービスアダプタ３６ａ，３６ａ′は
それぞれマイクロプロセッサで構成されており、おおむ
ね図３に示す構成を備えている。図において、５１はマ
イクロプロセッサ（ＭＰＵ）、５２はＲＡＭ構成の制御
記憶部（ＣＳ）、５３はＲＯＭ構成の制御記憶部（Ｃ
Ｓ）、５４は内部バス３８ａ，３８ａ′に接続されたド
ライバ／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）、５５はバスインター
フェースロジック（ＢＩＬ）、５６は外部インターフェ
ースと接続されたドライバ／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）、
５７はバッファ又は制御テーブル記憶部（ＴＳ）、５８
は個別ＬＳＩ（ゲートアレイ）である。リソースマネー
ジャ３５ａ，３５ａ′の制御テーブル記憶部５７には各
種制御テーブル、例えば排他管理テーブルＥＡＴ（図示
せず）、パスグループテーブルＰＧＴ、物理構成テーブ
ルＰＣＴ等が記憶される。
【０００７】磁気ディスク装置の各トラック上にはＣＫ
Ｄ形式（ＣＫＤフォーマット）に従ってデータが記憶さ
れている。図４はＣＫＤフォーマットデータの説明図で
ある。トラック上には、ギャップで区切ったいくつかの
領域があり、先頭にはインデックスマークが付されてい
る。ＨＡはホームアドレス領域であり、自分自身が存在
するトラックのアドレスを記述する領域であり、インデ
ックスマークの後に設けられている。ホームアドレス領
域の後にはカウント領域Ｃ、キー領域Ｋ、データ領域Ｄ
で構成されるレコードＲ０，Ｒ１，Ｒ２，・・・が複数
個書かれている。カウンタ領域Ｃには、トラックアドレ
ス（ＣＣＨＨ、ＣＣ：シリンダアドレス、ＨＨ：ヘッド
番号）、レコード番号Ｒ及び後に続くキー領域、データ
領域の長さなどが書かれている。従って、トラックアド
レスとレコード番号を指定することにより、個々のレコ
ードを指定することができる。キー領域Ｋには検索のた
めのキーが書かれるが必ずしも必要ではない。データ領
域Ｄには、ユーザデータが書かれている。尚、トラック
先頭のレコードＲ０はカウント領域とデータ領域で構成
され、キー領域を有していない。
Ｄ形式（ＣＫＤフォーマット）に従ってデータが記憶さ
れている。図４はＣＫＤフォーマットデータの説明図で
ある。トラック上には、ギャップで区切ったいくつかの
領域があり、先頭にはインデックスマークが付されてい
る。ＨＡはホームアドレス領域であり、自分自身が存在
するトラックのアドレスを記述する領域であり、インデ
ックスマークの後に設けられている。ホームアドレス領
域の後にはカウント領域Ｃ、キー領域Ｋ、データ領域Ｄ
で構成されるレコードＲ０，Ｒ１，Ｒ２，・・・が複数
個書かれている。カウンタ領域Ｃには、トラックアドレ
ス（ＣＣＨＨ、ＣＣ：シリンダアドレス、ＨＨ：ヘッド
番号）、レコード番号Ｒ及び後に続くキー領域、データ
領域の長さなどが書かれている。従って、トラックアド
レスとレコード番号を指定することにより、個々のレコ
ードを指定することができる。キー領域Ｋには検索のた
めのキーが書かれるが必ずしも必要ではない。データ領
域Ｄには、ユーザデータが書かれている。尚、トラック
先頭のレコードＲ０はカウント領域とデータ領域で構成
され、キー領域を有していない。
【０００８】かかるディスク制御装置（ＤＣＵ）３０に
よれば、以下のようにデータの読み取り、書き込みが行
われる。図５及び図６はデータ読み取り時のレコードの
流れの説明図であり、図５はリードヒットしない場合
（読み取るレコードがキャッシュメモリに存在しない場
合）、図６はリードヒットした場合である。尚、キャッ
シュファンクションエンジンＣＦＥ内蔵のバッファＢＦ
には、キャッシュメモリＣＭに存在するレコードのアド
レス（ＣＣＨＨＲ）と、該レコードが磁気ディスクＤＡ
ＳＤに保存されているか否かを示すフラグＦＬＡＧ（１
は非保存、０は保存）が記憶されている。
よれば、以下のようにデータの読み取り、書き込みが行
われる。図５及び図６はデータ読み取り時のレコードの
流れの説明図であり、図５はリードヒットしない場合
（読み取るレコードがキャッシュメモリに存在しない場
合）、図６はリードヒットした場合である。尚、キャッ
シュファンクションエンジンＣＦＥ内蔵のバッファＢＦ
には、キャッシュメモリＣＭに存在するレコードのアド
レス（ＣＣＨＨＲ）と、該レコードが磁気ディスクＤＡ
ＳＤに保存されているか否かを示すフラグＦＬＡＧ（１
は非保存、０は保存）が記憶されている。
【０００９】チャネル装置ＣＨよりシークコマンドＳＫ
が発生すると、チャネルアダプタＣＡはシークコマンド
をコマンド待ち行列にキューイングし、しかる後、シー
ク動作が終了したように見せ掛けて動作終了信号をチャ
ネル装置ＣＨに返す。チャネル装置ＣＨはシーク動作終
了信号の受信により、セットセクタコマンドＳＳを発行
する。このコマンドを受信すると、チャネルアダプタＣ
Ａはコマンド待ち行列にキューイングし、ついで、セッ
トセクタ動作が終了したように見せ掛けて動作終了信号
をチャネル装置ＣＨに返す。チャネル装置ＣＨはセット
セクタ動作終了信号の受信により、サーチＩＤコマンド
ＳＩＤを発行する。このコマンドを受信するとチャネル
アダプタＣＡはキャッシュファンクションエンジンＣＦ
Ｅに対して要求されたアドレス（ＣＣＨＨＲ）のレコー
ドがキャッシュメモリＣＭに存在するか問い合わせる。
が発生すると、チャネルアダプタＣＡはシークコマンド
をコマンド待ち行列にキューイングし、しかる後、シー
ク動作が終了したように見せ掛けて動作終了信号をチャ
ネル装置ＣＨに返す。チャネル装置ＣＨはシーク動作終
了信号の受信により、セットセクタコマンドＳＳを発行
する。このコマンドを受信すると、チャネルアダプタＣ
Ａはコマンド待ち行列にキューイングし、ついで、セッ
トセクタ動作が終了したように見せ掛けて動作終了信号
をチャネル装置ＣＨに返す。チャネル装置ＣＨはセット
セクタ動作終了信号の受信により、サーチＩＤコマンド
ＳＩＤを発行する。このコマンドを受信するとチャネル
アダプタＣＡはキャッシュファンクションエンジンＣＦ
Ｅに対して要求されたアドレス（ＣＣＨＨＲ）のレコー
ドがキャッシュメモリＣＭに存在するか問い合わせる。
【００１０】要求されたレコードがキャッシュメモリＣ
Ｍに存在しなければ、チャネルアダプタＣＡはリソース
マネージャＲＭにその旨を通知すると共に、チャネル装
置ＣＨを磁気ディスク制御装置ＤＣＵから切り離すため
にリトライ信号を発行する。尚、リトライ信号の受信に
より、チャネル装置ＣＨは磁気ディスク制御装置ＤＣＵ
から一時的に切り離れ、その間別の磁気ディスク制御装
置に対するサービス等を実行できる。又、チャネル装置
ＣＨはリトライ信号を受信して切離れてから、次にコマ
ンド要求信号を受信した場合には、直前に発行したコマ
ンド（この例ではサーチＩＤコマンド）を再送するよう
になっている。リソースマネージャＲＭは排他制御テー
ブルを参照して対象となる磁気ディスクＤＡＳＤがアク
セス中でないことを確認し、所定のデバイスアダプタＤ
Ａを決定し、該デバイスアダプタの識別データをチャネ
ルアダプタＣＡに通知し、又該デバイスアダプタＤＡに
チャネルアダプタの識別データを通知する。
Ｍに存在しなければ、チャネルアダプタＣＡはリソース
マネージャＲＭにその旨を通知すると共に、チャネル装
置ＣＨを磁気ディスク制御装置ＤＣＵから切り離すため
にリトライ信号を発行する。尚、リトライ信号の受信に
より、チャネル装置ＣＨは磁気ディスク制御装置ＤＣＵ
から一時的に切り離れ、その間別の磁気ディスク制御装
置に対するサービス等を実行できる。又、チャネル装置
ＣＨはリトライ信号を受信して切離れてから、次にコマ
ンド要求信号を受信した場合には、直前に発行したコマ
ンド（この例ではサーチＩＤコマンド）を再送するよう
になっている。リソースマネージャＲＭは排他制御テー
ブルを参照して対象となる磁気ディスクＤＡＳＤがアク
セス中でないことを確認し、所定のデバイスアダプタＤ
Ａを決定し、該デバイスアダプタの識別データをチャネ
ルアダプタＣＡに通知し、又該デバイスアダプタＤＡに
チャネルアダプタの識別データを通知する。
【００１１】チャネルアダプタＣＡは通知されたデバイ
スアダプタＤＡにシークコマンドに含まれるＣＫＤトラ
ック位置（ＣＣＨＨ）を渡してステージングを指示す
る。デバイスアダプタＤＡはステージングが指示される
と、指示された１ＣＫＤトラック（ＣＣＨＨ）分のデー
タを読み取りキャッシュメモリＣＭに書き込み（図５の
矢印Ａ参照）、書き込み後、ステージング終了をチャネ
ルアダプタＣＡに通知する。これによりチャネルアダプ
タＣＡはコマンド要求信号をチャネル装置ＣＨに送出す
る。チャネル装置ＣＨはコマンド要求を受信すると、直
前に発行したサーチＩＤコマンドＳＩＤを再度発行す
る。チャネルアダプタＣＡはサーチＩＤコマンドＳＩＤ
を受信すれば、キャッシュメモリＣＭ上で指示されたレ
コードの検索を行い、検索終了によりサーチＩＤの動作
終了信号をチャネル装置ＣＨに送る。チャネル装置ＣＨ
はサーチＩＤの動作終了信号を受信すればリードコマン
ドＲＤを発行する。チャネルアダプタＣＡはリードコマ
ンドＲＤを受信すれば、サーチしてあるレコードをキャ
ッシュメモリＣＭから読み出してチャネル装置ＣＨに転
送する（図５の矢印Ｂ参照）。
スアダプタＤＡにシークコマンドに含まれるＣＫＤトラ
ック位置（ＣＣＨＨ）を渡してステージングを指示す
る。デバイスアダプタＤＡはステージングが指示される
と、指示された１ＣＫＤトラック（ＣＣＨＨ）分のデー
タを読み取りキャッシュメモリＣＭに書き込み（図５の
矢印Ａ参照）、書き込み後、ステージング終了をチャネ
ルアダプタＣＡに通知する。これによりチャネルアダプ
タＣＡはコマンド要求信号をチャネル装置ＣＨに送出す
る。チャネル装置ＣＨはコマンド要求を受信すると、直
前に発行したサーチＩＤコマンドＳＩＤを再度発行す
る。チャネルアダプタＣＡはサーチＩＤコマンドＳＩＤ
を受信すれば、キャッシュメモリＣＭ上で指示されたレ
コードの検索を行い、検索終了によりサーチＩＤの動作
終了信号をチャネル装置ＣＨに送る。チャネル装置ＣＨ
はサーチＩＤの動作終了信号を受信すればリードコマン
ドＲＤを発行する。チャネルアダプタＣＡはリードコマ
ンドＲＤを受信すれば、サーチしてあるレコードをキャ
ッシュメモリＣＭから読み出してチャネル装置ＣＨに転
送する（図５の矢印Ｂ参照）。
【００１２】一方、サーチＩＤで要求されたレコードが
キャッシュメモリＣＭに存在すれば（リードヒット）、
チャネルアダプタＣＡはコマンド要求信号をチャネル装
置ＣＨに送出する。チャネル装置ＣＨはコマンド要求を
受信すると、リードコマンドＲＤを発行する。チャネル
アダプタＣＡはリードコマンドＲＤを受信すれば、要求
されたレコードをキャッシュメモリＣＭから読み出して
チャネル装置ＣＨに転送する（図６の矢印Ｃ参照）。
キャッシュメモリＣＭに存在すれば（リードヒット）、
チャネルアダプタＣＡはコマンド要求信号をチャネル装
置ＣＨに送出する。チャネル装置ＣＨはコマンド要求を
受信すると、リードコマンドＲＤを発行する。チャネル
アダプタＣＡはリードコマンドＲＤを受信すれば、要求
されたレコードをキャッシュメモリＣＭから読み出して
チャネル装置ＣＨに転送する（図６の矢印Ｃ参照）。
【００１３】図７、図８はデータ書き込み時のデータの
流れの説明図であり、図７はライトスルーの場合、図８
はライトヒットの場合である。チャネル装置ＣＨよりシ
ークコマンドＳＫが発生すると、チャネルアダプタＣＡ
はシークコマンドをコマンド待ち行列にキューイング
し、しかる後、シーク動作が終了したように見せ掛けて
動作終了信号をチャネル装置ＣＨに返す。チャネル装置
ＣＨはシーク動作終了信号の受信により、セットセクタ
コマンドＳＳを発行する。このコマンドを受信すると、
チャネルアダプタＣＡはコマンド待ち行列にキューイン
グし、ついで、セットセクタ動作が終了したように見せ
掛けて動作終了信号をチャネル装置ＣＨに返す。チャネ
ル装置ＣＨはセットセクタ動作終了信号の受信により、
サーチＩＤコマンドＳＩＤを発行する。このコマンドを
受信するとチャネルアダプタＣＡはキャッシュファンク
ションエンジンＣＦＥに要求されたアドレス（ＣＣＨＨ
Ｒ）のレコードがキャッシュメモリＣＭに存在するか問
い合わせる。
流れの説明図であり、図７はライトスルーの場合、図８
はライトヒットの場合である。チャネル装置ＣＨよりシ
ークコマンドＳＫが発生すると、チャネルアダプタＣＡ
はシークコマンドをコマンド待ち行列にキューイング
し、しかる後、シーク動作が終了したように見せ掛けて
動作終了信号をチャネル装置ＣＨに返す。チャネル装置
ＣＨはシーク動作終了信号の受信により、セットセクタ
コマンドＳＳを発行する。このコマンドを受信すると、
チャネルアダプタＣＡはコマンド待ち行列にキューイン
グし、ついで、セットセクタ動作が終了したように見せ
掛けて動作終了信号をチャネル装置ＣＨに返す。チャネ
ル装置ＣＨはセットセクタ動作終了信号の受信により、
サーチＩＤコマンドＳＩＤを発行する。このコマンドを
受信するとチャネルアダプタＣＡはキャッシュファンク
ションエンジンＣＦＥに要求されたアドレス（ＣＣＨＨ
Ｒ）のレコードがキャッシュメモリＣＭに存在するか問
い合わせる。
【００１４】要求されたレコードがキャッシュメモリＣ
Ｍに存在しなければ、チャネルアダプタＣＡはリソース
マネージャＲＭにその旨を通知すると共に、チャネル装
置ＣＨを磁気ディスク制御装置ＤＣＵから切り離すため
にリトライ信号を発行する。尚、リトライ信号の受信に
より、チャネル装置ＣＨは磁気ディスク制御装置ＤＣＵ
から一時的に切り離れる。リソースマネージャＲＭは排
他制御テーブルを参照して対象となる磁気ディスクＤＡ
ＳＤがアクセス中でないことを確認し、所定のデバイス
アダプタＤＡを決定し、該デバイスアダプタの識別デー
タをチャネルアダプタＣＡに通知、又該デバイスアダプ
タＤＡにチャネルアダプタの識別データを通知する。
Ｍに存在しなければ、チャネルアダプタＣＡはリソース
マネージャＲＭにその旨を通知すると共に、チャネル装
置ＣＨを磁気ディスク制御装置ＤＣＵから切り離すため
にリトライ信号を発行する。尚、リトライ信号の受信に
より、チャネル装置ＣＨは磁気ディスク制御装置ＤＣＵ
から一時的に切り離れる。リソースマネージャＲＭは排
他制御テーブルを参照して対象となる磁気ディスクＤＡ
ＳＤがアクセス中でないことを確認し、所定のデバイス
アダプタＤＡを決定し、該デバイスアダプタの識別デー
タをチャネルアダプタＣＡに通知、又該デバイスアダプ
タＤＡにチャネルアダプタの識別データを通知する。
【００１５】チャネルアダプタＣＡは通知されたデバイ
スアダプタＤＡにシークコマンドに含まれる位置付けパ
ラメータ（ＣＣＨＨ）を渡して磁気ディスク装置ＤＡＳ
Ｄをしてシーク動作を実行させ、シーク動作完了により
セットセクタコマンドに含まれる位置付けパラメータ
（セクタ値）を渡して同様に磁気ディスク装置ＤＡＳＤ
にセットセクタ動作を実行させる。セットセクタ動作が
完了すれば、チャネルアダプタＣＡはチャネルコマンド
要求信号をチャネル装置に送る。チャネル装置ＣＨはコ
マンド要求を受信すると、直前に発行したサーチＩＤコ
マンドＳＩＤを再度発行する。チャネルアダプタＣＡは
サーチＩＤコマンドＳＩＤを受信すれば、サーチＩＤの
パラメータ（レコード番号Ｒ）をデバイスアダプタＤＡ
に渡して磁気ディスク装置ＤＡＳＤをしてサーチＩＤ動
作を実行させ、サーチ動作が完了すれば動作終了信号を
チャネル装置ＣＨに送る。
スアダプタＤＡにシークコマンドに含まれる位置付けパ
ラメータ（ＣＣＨＨ）を渡して磁気ディスク装置ＤＡＳ
Ｄをしてシーク動作を実行させ、シーク動作完了により
セットセクタコマンドに含まれる位置付けパラメータ
（セクタ値）を渡して同様に磁気ディスク装置ＤＡＳＤ
にセットセクタ動作を実行させる。セットセクタ動作が
完了すれば、チャネルアダプタＣＡはチャネルコマンド
要求信号をチャネル装置に送る。チャネル装置ＣＨはコ
マンド要求を受信すると、直前に発行したサーチＩＤコ
マンドＳＩＤを再度発行する。チャネルアダプタＣＡは
サーチＩＤコマンドＳＩＤを受信すれば、サーチＩＤの
パラメータ（レコード番号Ｒ）をデバイスアダプタＤＡ
に渡して磁気ディスク装置ＤＡＳＤをしてサーチＩＤ動
作を実行させ、サーチ動作が完了すれば動作終了信号を
チャネル装置ＣＨに送る。
【００１６】チャネル装置ＣＨはサーチ動作終了信号を
受信すれば、ライトコマンドＷＤを発行する。チャネル
アダプタＣＡはライトコマンドを受信すれば、データ
（レコード）をキャッシュメモリＣＭに書き込むと共
に、デバイスアダプタＤＡを介して磁気ディスク装置Ｄ
ＡＳＤの指令アドレスＣＣＨＨＲに書き込む（図７の矢
印Ｄ，Ｅ参照）。尚、キャッシュファンクションエンジ
ンＣＦＥのメモリには書き込まれたレコードのアドレス
ＣＣＨＨＲ（フラグは０）が格納される。以上の処理は
ライトスルーとよばれる。このライトスルーでは磁気デ
ィスク装置ＤＡＳＤにキャッシュメモリと並行してレコ
ードを書き込むため、アクセス速度が遅い。このため、
ディスク制御装置ＤＣＵの内部に不揮発性メモリＮＶＳ
（図示せず）を設け、該キャッシュメモリと並行して不
揮発性メモリに書き込んで書き込み動作を終了するよう
にしてアクセスの高速化を図ったディスク制御装置もあ
る。
受信すれば、ライトコマンドＷＤを発行する。チャネル
アダプタＣＡはライトコマンドを受信すれば、データ
（レコード）をキャッシュメモリＣＭに書き込むと共
に、デバイスアダプタＤＡを介して磁気ディスク装置Ｄ
ＡＳＤの指令アドレスＣＣＨＨＲに書き込む（図７の矢
印Ｄ，Ｅ参照）。尚、キャッシュファンクションエンジ
ンＣＦＥのメモリには書き込まれたレコードのアドレス
ＣＣＨＨＲ（フラグは０）が格納される。以上の処理は
ライトスルーとよばれる。このライトスルーでは磁気デ
ィスク装置ＤＡＳＤにキャッシュメモリと並行してレコ
ードを書き込むため、アクセス速度が遅い。このため、
ディスク制御装置ＤＣＵの内部に不揮発性メモリＮＶＳ
（図示せず）を設け、該キャッシュメモリと並行して不
揮発性メモリに書き込んで書き込み動作を終了するよう
にしてアクセスの高速化を図ったディスク制御装置もあ
る。
【００１７】一方、サーチＩＤで要求されたアドレス
（ＣＣＨＨＲ）のレコードがキャッシュメモリＣＭに存
在すれば（ライトヒット）、チャネルアダプタＣＡはコ
マンド要求信号をチャネル装置ＣＨに送出する。チャネ
ル装置ＣＨはコマンド要求を受信すると、ライトコマン
ドＷＤを発行する。チャネルアダプタＣＡはライトコマ
ンドＷＤを受信すれば、キャッシュメモリＣＭに記憶さ
れているＣＣＨＨＲのレコードを書き替える（図８矢印
Ｆ参照）。この時、キャッシュファンクションエンジン
ＣＦＥのメモリに記憶されているＣＣＨＨＲに応じたフ
ラグは１に変更される。以後、ディスク制御装置はホス
トとの動作と関係なく、フラグが１のＣＣＨＨＲのレコ
ードをキャッシュメモリＣＭから磁気ディスク装置ＤＡ
ＳＤに書き戻し（ライトバック、図８矢印Ｇ参照）、書
き戻しによりフラグを０にする。
（ＣＣＨＨＲ）のレコードがキャッシュメモリＣＭに存
在すれば（ライトヒット）、チャネルアダプタＣＡはコ
マンド要求信号をチャネル装置ＣＨに送出する。チャネ
ル装置ＣＨはコマンド要求を受信すると、ライトコマン
ドＷＤを発行する。チャネルアダプタＣＡはライトコマ
ンドＷＤを受信すれば、キャッシュメモリＣＭに記憶さ
れているＣＣＨＨＲのレコードを書き替える（図８矢印
Ｆ参照）。この時、キャッシュファンクションエンジン
ＣＦＥのメモリに記憶されているＣＣＨＨＲに応じたフ
ラグは１に変更される。以後、ディスク制御装置はホス
トとの動作と関係なく、フラグが１のＣＣＨＨＲのレコ
ードをキャッシュメモリＣＭから磁気ディスク装置ＤＡ
ＳＤに書き戻し（ライトバック、図８矢印Ｇ参照）、書
き戻しによりフラグを０にする。
【００１８】さて、オペレーティングシステム（ＯＳ）
がＣＫＤフォーマットによってデータをハンドリングす
る場合、ディスク制御装置ＤＣＵにはＣＫＤフォーマッ
トを前提としたディスク装置（ＣＫＤディスク装置）し
か接続できない。ところが、近年、ＳＣＳＩ等のインタ
フェースを保持するＦＢＡ(Fixed BlockArchitecture)
ディスク装置の容量が技術の進歩に伴って飛躍的に大き
くなり、従来のＣＫＤディスク装置並みの容量を実現し
つつある。かかるＦＢＡディスク装置は、利用環境が限
られたＣＫＤディスク装置に比較し、価格、消費電力、
設置面積の点で優れている。
がＣＫＤフォーマットによってデータをハンドリングす
る場合、ディスク制御装置ＤＣＵにはＣＫＤフォーマッ
トを前提としたディスク装置（ＣＫＤディスク装置）し
か接続できない。ところが、近年、ＳＣＳＩ等のインタ
フェースを保持するＦＢＡ(Fixed BlockArchitecture)
ディスク装置の容量が技術の進歩に伴って飛躍的に大き
くなり、従来のＣＫＤディスク装置並みの容量を実現し
つつある。かかるＦＢＡディスク装置は、利用環境が限
られたＣＫＤディスク装置に比較し、価格、消費電力、
設置面積の点で優れている。
【００１９】ＦＢＡフォーマットは図９に示すように、
全ての論理ブロック（ＦＢＡブロック）の長さが等し
く、１ＣＫＤトラックを所定数のＦＢＡブロックに分割
したものである。各ＦＢＡブロックは固有の認識番号
１、２、３、・・・を有し、その先頭には６４バイトの
ＣＫＤ・ＦＢＡフォーマット変換（ＣＯＦ変換：ＣＫＤ
ＯＮ ＦＢＡ）のためのＩＤ部（ＣＯＦ用ＩＤ部）が設
けられている。又、各ＦＢＡブロックの前にはＦＢＡブ
ロックアドレス（ＦＢＡブロックの識別番号）を記憶す
るＩＤ部（ＦＢＡ用ブロックＩＤ部）が設けられてい
る。かかるＦＢＡディスク装置は小型で価格も安く、大
型計算機システムの外部装置としても十分使用できる性
能を保持する。
全ての論理ブロック（ＦＢＡブロック）の長さが等し
く、１ＣＫＤトラックを所定数のＦＢＡブロックに分割
したものである。各ＦＢＡブロックは固有の認識番号
１、２、３、・・・を有し、その先頭には６４バイトの
ＣＫＤ・ＦＢＡフォーマット変換（ＣＯＦ変換：ＣＫＤ
ＯＮ ＦＢＡ）のためのＩＤ部（ＣＯＦ用ＩＤ部）が設
けられている。又、各ＦＢＡブロックの前にはＦＢＡブ
ロックアドレス（ＦＢＡブロックの識別番号）を記憶す
るＩＤ部（ＦＢＡ用ブロックＩＤ部）が設けられてい
る。かかるＦＢＡディスク装置は小型で価格も安く、大
型計算機システムの外部装置としても十分使用できる性
能を保持する。
【００２０】
【発明が解決しようとする課題】ＣＫＤ制御方式で上位
装置がデータをハンドリングするシステムにＦＢＡディ
スク装置を適用できるようにするためには、上位装置か
ら転送されるＣＫＤフォーマットデータをディスク制御
装置内でＦＢＡフォーマットに変換する必要がある（図
１０参照）。又、ＳＣＳＩインターフェースを経由して
ＦＢＡディスクからＦＢＡブロックデータを読み取った
場合（ＦＢＡ用ブロックＩＤ部は読み出されない）、該
ＦＢＡブロックデータをＣＫＤフォーマットに変換した
あと、上位装置に転送する必要がある。
装置がデータをハンドリングするシステムにＦＢＡディ
スク装置を適用できるようにするためには、上位装置か
ら転送されるＣＫＤフォーマットデータをディスク制御
装置内でＦＢＡフォーマットに変換する必要がある（図
１０参照）。又、ＳＣＳＩインターフェースを経由して
ＦＢＡディスクからＦＢＡブロックデータを読み取った
場合（ＦＢＡ用ブロックＩＤ部は読み出されない）、該
ＦＢＡブロックデータをＣＫＤフォーマットに変換した
あと、上位装置に転送する必要がある。
【００２１】従来、ＣＫＤ・ＦＢＡフォーマット変換
（ＣＯＦ変換）を行う有効な方法がなかった。特に、Ｃ
ＫＤディスク装置を用いる場合、ディスク制御装置は上
位装置よりのシークコマンド、セットセクタコマンド、
サーチＩＤコマンドに応じた位置付け動作を行ってレコ
ードを読み取るようにしているが、ＦＢＡディスク装置
を用いる場合シークコマンド、セットセクタコマンド、
サーチＩＤコマンドによりＣＫＤディスクの場合と同様
の制御を行うことができなかった。このため、本発明者
等はＦＢＡディスク装置であってもＣＫＤディスク装置
の場合と同様の制御ができるようにしたディスク制御装
置の制御方法を特願平5-286339号(出願日:平成5年11月1
6日)として提案している。
（ＣＯＦ変換）を行う有効な方法がなかった。特に、Ｃ
ＫＤディスク装置を用いる場合、ディスク制御装置は上
位装置よりのシークコマンド、セットセクタコマンド、
サーチＩＤコマンドに応じた位置付け動作を行ってレコ
ードを読み取るようにしているが、ＦＢＡディスク装置
を用いる場合シークコマンド、セットセクタコマンド、
サーチＩＤコマンドによりＣＫＤディスクの場合と同様
の制御を行うことができなかった。このため、本発明者
等はＦＢＡディスク装置であってもＣＫＤディスク装置
の場合と同様の制御ができるようにしたディスク制御装
置の制御方法を特願平5-286339号(出願日:平成5年11月1
6日)として提案している。
【００２２】この提案されている制御方法によればＦＢ
Ａディスク装置であってもＣＫＤディスク装置の場合と
同様の制御ができるが、ＦＢＡディスク装置に対する読
み込み動作及び書き動作の効率化、高速化の点で不十分
であり、改善の余地がある。又、上記提案されている制
御方法においては、上位装置からの書き込み処理が途中
で中断した場合の配慮やＦＢＡディスクのトラックに不
良が発生した場合の配慮がされていなかった。
Ａディスク装置であってもＣＫＤディスク装置の場合と
同様の制御ができるが、ＦＢＡディスク装置に対する読
み込み動作及び書き動作の効率化、高速化の点で不十分
であり、改善の余地がある。又、上記提案されている制
御方法においては、上位装置からの書き込み処理が途中
で中断した場合の配慮やＦＢＡディスクのトラックに不
良が発生した場合の配慮がされていなかった。
【００２３】以上から本発明の第１の目的は、ＦＢＡデ
ィスク装置に対してＣＫＤディスク装置の時と同様の制
御ができ、しかも、ＦＢＡディスク装置に対する読み／
書き動作の効率化、高速化が可能な制御方法を提供する
ことである。本発明の第２の目的は、上位装置からの書
き込み処理が途中で中断して誤ったデータがＦＢＡディ
スクに記録された場合でも、該誤ったデータを上位装置
に転送しないようにできる制御方法を提供することであ
る。本発明の第３の目的は、ＦＢＡディスクのトラック
に不良が発生した場合でも、、不良トラックに替えて交
替トラックに正しいデータを書き込め、又、該交替トラ
ックから正しいデータを読み取って上位装置に転送でき
る制御方法を提供することである。本発明の第４の目的
は、ＦＢＡディスク装置に対してＣＫＤディスク装置の
時と同様の制御ができ、しかも、トラックの不良交替処
理の効率化、高速化が可能な制御方法を提供することで
ある。
ィスク装置に対してＣＫＤディスク装置の時と同様の制
御ができ、しかも、ＦＢＡディスク装置に対する読み／
書き動作の効率化、高速化が可能な制御方法を提供する
ことである。本発明の第２の目的は、上位装置からの書
き込み処理が途中で中断して誤ったデータがＦＢＡディ
スクに記録された場合でも、該誤ったデータを上位装置
に転送しないようにできる制御方法を提供することであ
る。本発明の第３の目的は、ＦＢＡディスクのトラック
に不良が発生した場合でも、、不良トラックに替えて交
替トラックに正しいデータを書き込め、又、該交替トラ
ックから正しいデータを読み取って上位装置に転送でき
る制御方法を提供することである。本発明の第４の目的
は、ＦＢＡディスク装置に対してＣＫＤディスク装置の
時と同様の制御ができ、しかも、トラックの不良交替処
理の効率化、高速化が可能な制御方法を提供することで
ある。
【００２４】
【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。１１は下位装置をＣＫＤフォーマットの入出
力装置とみなして入出力命令を発行する上位装置、３０
はディスク制御装置（ＤＣＵ）、４０はＦＢＡフォーマ
ット形式でデータを読み書きする磁気ディスク装置（Ｄ
ＡＳＤ）である。ディスク制御装置３０において、３１
は上位装置とのインターフェースを司るチャネルアダプ
タ（ＣＡ）、３２は磁気ディスク装置とのインターフェ
ースを司るデバイスアダプタ（ＤＡ）、３３はキャッシ
ュメモリ、３４はキャッシュファンクションエンジン
（ＣＦＥ）で不良交替管理テーブルＤＡＴ、バッファ等
を有するもの、３５は全体の資源管理及び各種処理動作
を制御するリソースマネージャ、３９はキャッシュメモ
リに対するデータアクセス制御部である。
図である。１１は下位装置をＣＫＤフォーマットの入出
力装置とみなして入出力命令を発行する上位装置、３０
はディスク制御装置（ＤＣＵ）、４０はＦＢＡフォーマ
ット形式でデータを読み書きする磁気ディスク装置（Ｄ
ＡＳＤ）である。ディスク制御装置３０において、３１
は上位装置とのインターフェースを司るチャネルアダプ
タ（ＣＡ）、３２は磁気ディスク装置とのインターフェ
ースを司るデバイスアダプタ（ＤＡ）、３３はキャッシ
ュメモリ、３４はキャッシュファンクションエンジン
（ＣＦＥ）で不良交替管理テーブルＤＡＴ、バッファ等
を有するもの、３５は全体の資源管理及び各種処理動作
を制御するリソースマネージャ、３９はキャッシュメモ
リに対するデータアクセス制御部である。
【００２５】
(a) 請求項１の作用 ディスク上の１ＣＫＤトラックを複数個の固定長のＦＢ
Ａブロックに分割し、先頭のＦＢＡブロックにはＣＫＤ
トラックのホームアドレスＨＡとＣＫＤフォーマットを
有するレコードＲ0のみを記録し、他のＦＢＡブロック
には、ＣＫＤフォーマットを有するレコードＲ1,Ｒ2・・・
の各フィールド(COUNTフィールド、KEYフィールド、DAT
Aフィールド)を記録する。このようにすれば、ディスク
制御装置３０が上位装置１１よりレコードＲ１からのフ
ォーマットライト処理命令を受け付けた場合でも、該Ｈ
Ａ／Ｒ０のＦＢＡブロックはメモリ３３に読み出され
ず、レコードＲ１以降のＦＢＡブロックのみが読み出さ
れる。このため、メモリ上でレコードＲ１以降のライト
処理を簡単に行うことができ、高速にフォーマットライ
ト処理を行うことができる。
Ａブロックに分割し、先頭のＦＢＡブロックにはＣＫＤ
トラックのホームアドレスＨＡとＣＫＤフォーマットを
有するレコードＲ0のみを記録し、他のＦＢＡブロック
には、ＣＫＤフォーマットを有するレコードＲ1,Ｒ2・・・
の各フィールド(COUNTフィールド、KEYフィールド、DAT
Aフィールド)を記録する。このようにすれば、ディスク
制御装置３０が上位装置１１よりレコードＲ１からのフ
ォーマットライト処理命令を受け付けた場合でも、該Ｈ
Ａ／Ｒ０のＦＢＡブロックはメモリ３３に読み出され
ず、レコードＲ１以降のＦＢＡブロックのみが読み出さ
れる。このため、メモリ上でレコードＲ１以降のライト
処理を簡単に行うことができ、高速にフォーマットライ
ト処理を行うことができる。
【００２６】(b) 請求項２の作用 各ＦＢＡブロックの所定位置（先頭位置）に設けられた
ＩＤ部に該ＦＢＡブロックに含まれるレコードの番号と
該レコードの位置ＲＰＩを記録する。そして、上位装置
１１からＣＫＤフォーマットでヘッド位置付けコマンド
（シークコマンド、セットセクタコマンド）が指令され
た時、デバイスアダプタ３２はシークコマンドのパラメ
ータ値（ＣＫＤトラック番号ＣＣＨＨ）が指定するＣＫ
Ｄトラックの先頭ＦＢＡブロックの番号を求め、該番号
のＦＢＡブロック位置にヘッドを位置付けする。つい
で、セットセクタコマンドのパラメタ値（セクタ値）に
対応するＦＢＡブロック番号を求め、該ＦＢＡブロック
番号が指示するＦＢＡブロックから該ＦＢＡブロックが
所属するＣＫＤトラック内の最後のＦＢＡブロックまで
の全ブロックを読み取ってキャッシュメモリ３３に展開
する。しかる後、チャネルアダプタ３１は上位装置１１
からサーチＩＤコマンドにより指令されたレコードをキ
ャッシュメモリ３３上で、ＩＤ部に記録されているレコ
ード情報ＲＰＩを参照して検索する。チャネルアダプタ
３１はデータ読み取りの場合には、検索したＣＫＤレコ
ードをキャッシュメモリ３３から読み取って上位装置１
１へ転送する。又、データ書き込みの場合には、チャネ
ルアダプタ３１はキャッシュメモリ上でレコードを書き
替え、しかる後、デバイスアダプタ３２は書き替えレコ
ードをＦＢＡブロック単位でＦＢＡディスク装置４０に
書き戻す。以上のようにすれば、ＦＢＡディスク装置の
場合でもＣＫＤディスク装置の場合と同様にシークコマ
ンド、セットセクタコマンド、サーチＩＤコマンドに対
する位置付け制御、データ検索制御ができる。
ＩＤ部に該ＦＢＡブロックに含まれるレコードの番号と
該レコードの位置ＲＰＩを記録する。そして、上位装置
１１からＣＫＤフォーマットでヘッド位置付けコマンド
（シークコマンド、セットセクタコマンド）が指令され
た時、デバイスアダプタ３２はシークコマンドのパラメ
ータ値（ＣＫＤトラック番号ＣＣＨＨ）が指定するＣＫ
Ｄトラックの先頭ＦＢＡブロックの番号を求め、該番号
のＦＢＡブロック位置にヘッドを位置付けする。つい
で、セットセクタコマンドのパラメタ値（セクタ値）に
対応するＦＢＡブロック番号を求め、該ＦＢＡブロック
番号が指示するＦＢＡブロックから該ＦＢＡブロックが
所属するＣＫＤトラック内の最後のＦＢＡブロックまで
の全ブロックを読み取ってキャッシュメモリ３３に展開
する。しかる後、チャネルアダプタ３１は上位装置１１
からサーチＩＤコマンドにより指令されたレコードをキ
ャッシュメモリ３３上で、ＩＤ部に記録されているレコ
ード情報ＲＰＩを参照して検索する。チャネルアダプタ
３１はデータ読み取りの場合には、検索したＣＫＤレコ
ードをキャッシュメモリ３３から読み取って上位装置１
１へ転送する。又、データ書き込みの場合には、チャネ
ルアダプタ３１はキャッシュメモリ上でレコードを書き
替え、しかる後、デバイスアダプタ３２は書き替えレコ
ードをＦＢＡブロック単位でＦＢＡディスク装置４０に
書き戻す。以上のようにすれば、ＦＢＡディスク装置の
場合でもＣＫＤディスク装置の場合と同様にシークコマ
ンド、セットセクタコマンド、サーチＩＤコマンドに対
する位置付け制御、データ検索制御ができる。
【００２７】(c) 請求項３の作用 上位装置１１からの書き込み処理が中断したか否かを示
すフラグＷＩＦを記録する領域を、各レコードのフィー
ルド(COUNTフィールド、KEYフィールド、DATAフィール
ド)毎に前記ＦＢＡブロックのＩＤ部に設ける。チャネ
ルアダプタ３１は所定のレコードのCOUNTフィールド、K
EYフィールド、DATAフィールドのデータをキャッシュメ
モリ３３に書き込む際、該当フィールドのフラグＷＩＦ
をセットし、書き込み処理が正常に終了した時に該フラ
グをリセットする。これにより、書き込み中に処理が中
断した場合には、フラグＷＩＦはセットされたままにな
る。かかる状態で、上位装置１１より所定フィールドの
ＲＥＡＤ命令を受け付けた場合、チャネルアダプタ３１
はＩＤ部の該当フィールドのフラグＷＩＦを参照し、該
フラグが書き込み中断を示していない場合には該フィー
ルドのデータをメモリ３３より読み出して上位装置１１
に転送し、該フラグが書き込み中断を示している場合に
は該フィールドのデータを上位装置１１に転送しない。
これにより、データの書き込み中断を認識でき、ＲＥＡ
処理命令に対して誤ったデータの転送を防止できる。
すフラグＷＩＦを記録する領域を、各レコードのフィー
ルド(COUNTフィールド、KEYフィールド、DATAフィール
ド)毎に前記ＦＢＡブロックのＩＤ部に設ける。チャネ
ルアダプタ３１は所定のレコードのCOUNTフィールド、K
EYフィールド、DATAフィールドのデータをキャッシュメ
モリ３３に書き込む際、該当フィールドのフラグＷＩＦ
をセットし、書き込み処理が正常に終了した時に該フラ
グをリセットする。これにより、書き込み中に処理が中
断した場合には、フラグＷＩＦはセットされたままにな
る。かかる状態で、上位装置１１より所定フィールドの
ＲＥＡＤ命令を受け付けた場合、チャネルアダプタ３１
はＩＤ部の該当フィールドのフラグＷＩＦを参照し、該
フラグが書き込み中断を示していない場合には該フィー
ルドのデータをメモリ３３より読み出して上位装置１１
に転送し、該フラグが書き込み中断を示している場合に
は該フィールドのデータを上位装置１１に転送しない。
これにより、データの書き込み中断を認識でき、ＲＥＡ
処理命令に対して誤ったデータの転送を防止できる。
【００２８】(d) 請求項４及び請求項５の作用 複数のＦＢＡブロックに跨っているレコードをキャッシ
ュメモリ３３から読み出し又は該メモリへ書き込む際、
データアクセス制御部３９は各ＦＢＡブロックの先頭に
配置されているＩＤ部をスキップしてレコードをキャッ
シュメモリ３３より読み出しあるいは書き込む。このよ
うにすれば、上位装置１１からの書き込み命令あるいは
読み出し命令で要求されたレコードが１ＦＢＡブロック
サイズより長く、複数のＦＢＡブロックに跨る場合であ
っても、各ブロックのＩＤ部の存在に関係なくキャッシ
ュメモリ３３へ連続してレコードを書き込め、あるいは
キャッシュメモリからレコードを読み出すことができ
る。
ュメモリ３３から読み出し又は該メモリへ書き込む際、
データアクセス制御部３９は各ＦＢＡブロックの先頭に
配置されているＩＤ部をスキップしてレコードをキャッ
シュメモリ３３より読み出しあるいは書き込む。このよ
うにすれば、上位装置１１からの書き込み命令あるいは
読み出し命令で要求されたレコードが１ＦＢＡブロック
サイズより長く、複数のＦＢＡブロックに跨る場合であ
っても、各ブロックのＩＤ部の存在に関係なくキャッシ
ュメモリ３３へ連続してレコードを書き込め、あるいは
キャッシュメモリからレコードを読み出すことができ
る。
【００２９】(e) 請求項６の作用 電源投入により使用不可能状態から使用可能状態に移行
したとき、使用可能状態になったことをディスク制御装
置３０に報告する機能を有しないディスク装置４０に対
して、デバイスアダプタ３２は定期的にディスクの状態
を検索するコマンドを発行し、ディスク装置から該コマ
ンドの応答があるか否かにより該ディスク装置が使用可
能状態になったことを認識し、リソースマネージャ３５
に通知する。これにより、ディスク制御装置３０は、レ
ディー状態通知機能を有しないディスク装置が配下とし
て接続されてもノットレディーからレディーへの移行を
確実に認識することができる。
したとき、使用可能状態になったことをディスク制御装
置３０に報告する機能を有しないディスク装置４０に対
して、デバイスアダプタ３２は定期的にディスクの状態
を検索するコマンドを発行し、ディスク装置から該コマ
ンドの応答があるか否かにより該ディスク装置が使用可
能状態になったことを認識し、リソースマネージャ３５
に通知する。これにより、ディスク制御装置３０は、レ
ディー状態通知機能を有しないディスク装置が配下とし
て接続されてもノットレディーからレディーへの移行を
確実に認識することができる。
【００３０】(f) 請求項７の作用 ホームアドレスＨＡ及びレコードＲ０が標準フォーマッ
トを有するものであるか否かを示すフラグをキャッシュ
ファンクションエンジン３４のバッファＢＦに記憶して
おく。上位装置１１より、所定トラックのホームアドレ
スＨＡ及びレコードＲ０の読み込み命令が発行された
時、チャネルアダプタ３１は該フラグを参照し、標準フ
ォーマットを有するものであれば、内部的にホームアド
レスＨＡ及びレコードＲ０（擬似ＨＡ／Ｒ０）を作成し
て上位装置１１に転送する。このようにすれば、キャッ
シュメモリ３３にレコードＲ１から展開されているトラ
ックに対して、上位装置よりＨＡ／Ｒ０部の読み込み命
令が発行された場合でも、ディスク装置４０から該ＨＡ
部／Ｒ０部が記録されているＦＢＡブロックを読み出す
必要がなく、高速にＨＡ／Ｒ０を上位装置に転送するこ
とができる。
トを有するものであるか否かを示すフラグをキャッシュ
ファンクションエンジン３４のバッファＢＦに記憶して
おく。上位装置１１より、所定トラックのホームアドレ
スＨＡ及びレコードＲ０の読み込み命令が発行された
時、チャネルアダプタ３１は該フラグを参照し、標準フ
ォーマットを有するものであれば、内部的にホームアド
レスＨＡ及びレコードＲ０（擬似ＨＡ／Ｒ０）を作成し
て上位装置１１に転送する。このようにすれば、キャッ
シュメモリ３３にレコードＲ１から展開されているトラ
ックに対して、上位装置よりＨＡ／Ｒ０部の読み込み命
令が発行された場合でも、ディスク装置４０から該ＨＡ
部／Ｒ０部が記録されているＦＢＡブロックを読み出す
必要がなく、高速にＨＡ／Ｒ０を上位装置に転送するこ
とができる。
【００３１】(g) 請求項８の作用 ホームアドレスＨＡ及びレコードＲ０が標準フォーマッ
トを有し、かつ、メモリ上にレコードＲ1から展開され
ているトラックが複数連続して存在する場合、チャネル
アダプタ３１は各トラックのＨＡ／Ｒ０部（先頭ＦＢＡ
ブロック）を内部的に作成することにより各トラックの
ＦＢＡブロックの連続性を確保する。デバイスアダプタ
３２はディスク装置４０へ、書き込み開始ＦＢＡブロ
ックと書き込みブロック数Ｎをオペランドとする書き
込み命令を磁気ディスク装置に指令して複数のトラック
に渡って連続してＮ個のＦＢＡブロックを該磁気ディス
ク装置に書き戻す。ＨＡ／Ｒ０部のみで先頭ＦＢＡブロ
ックを構成する場合には、キャッシュメモリ３３上にＨ
Ａ／Ｒ０部は読み出されず、レコードＲ１から展開され
る。このため、連続する複数のトラックのレコードがキ
ャッシュメモリ３３上に展開されている場合、先頭のＦ
ＢＡブロックが抜けた不連続の状態になる。デバイスア
ダプタ３２からＦＢＡディスク装置４０への書き込み
は、書き込み開始ＦＢＡブロックと書き込みブロッ
ク数Ｎを指定して行う。このため、複数トラックにわた
って連続的にＦＢＡブロックを該磁気ディスク装置に書
き戻す場合、先頭ＦＢＡブロックが抜けていると連続し
たブロックの範囲ごとに１つのライトコマンドを発行す
る必要がある。しかし、請求項８によれば各トラックの
先頭ブロックを内部的に作成して各トラックのＦＢＡブ
ロックの連続性を維持できるため、キャッシュメモリ上
の複数のトラックデータを１つのライトコマンドで書き
戻せ、ＳＣＳＩインターフェース上のオーバーヘッドを
小さくすることができる。
トを有し、かつ、メモリ上にレコードＲ1から展開され
ているトラックが複数連続して存在する場合、チャネル
アダプタ３１は各トラックのＨＡ／Ｒ０部（先頭ＦＢＡ
ブロック）を内部的に作成することにより各トラックの
ＦＢＡブロックの連続性を確保する。デバイスアダプタ
３２はディスク装置４０へ、書き込み開始ＦＢＡブロ
ックと書き込みブロック数Ｎをオペランドとする書き
込み命令を磁気ディスク装置に指令して複数のトラック
に渡って連続してＮ個のＦＢＡブロックを該磁気ディス
ク装置に書き戻す。ＨＡ／Ｒ０部のみで先頭ＦＢＡブロ
ックを構成する場合には、キャッシュメモリ３３上にＨ
Ａ／Ｒ０部は読み出されず、レコードＲ１から展開され
る。このため、連続する複数のトラックのレコードがキ
ャッシュメモリ３３上に展開されている場合、先頭のＦ
ＢＡブロックが抜けた不連続の状態になる。デバイスア
ダプタ３２からＦＢＡディスク装置４０への書き込み
は、書き込み開始ＦＢＡブロックと書き込みブロッ
ク数Ｎを指定して行う。このため、複数トラックにわた
って連続的にＦＢＡブロックを該磁気ディスク装置に書
き戻す場合、先頭ＦＢＡブロックが抜けていると連続し
たブロックの範囲ごとに１つのライトコマンドを発行す
る必要がある。しかし、請求項８によれば各トラックの
先頭ブロックを内部的に作成して各トラックのＦＢＡブ
ロックの連続性を維持できるため、キャッシュメモリ上
の複数のトラックデータを１つのライトコマンドで書き
戻せ、ＳＣＳＩインターフェース上のオーバーヘッドを
小さくすることができる。
【００３２】(h) 請求項９の作用 不良トラックと交替トラックの対応を示す不良・交替テ
ーブルＤＡＴをディスク制御装置内に設ける。チャネル
アダプタ３１は上位装置１１から所定トラックへの処理
命令を受信した時、該テーブルＤＡＴを参照して該トラ
ックが不良トラックであるか調べ、不良トラックの場合
には交替トラックを求め、交替トラックに対して上位装
置から指示された処理を行うように動作する。以上のよ
うにすれば、不良トラックにアクセスすることなく直接
交替トラックにアクセスすることができ、高速アクセス
が可能になる。
ーブルＤＡＴをディスク制御装置内に設ける。チャネル
アダプタ３１は上位装置１１から所定トラックへの処理
命令を受信した時、該テーブルＤＡＴを参照して該トラ
ックが不良トラックであるか調べ、不良トラックの場合
には交替トラックを求め、交替トラックに対して上位装
置から指示された処理を行うように動作する。以上のよ
うにすれば、不良トラックにアクセスすることなく直接
交替トラックにアクセスすることができ、高速アクセス
が可能になる。
【００３３】(i) 請求項１０の作用 交替トラックとして用いるトラック（シリンダ）を予め
設定し、各トラックの先頭ＦＢＡブロックのＩＤ部に、
実際に不良トラックの交替トラックとして使用されて
いるか否かを示すフラグ、実際に不良トラックの交替
トラックとして用いられている場合には、該交替トラッ
クのトラックアドレスと不良トラックのトラックアドレ
スを記録する。デバイスアダプタ３２は電源が投入され
た後あるいはリセットされた後、前記各トラックの先頭
ＦＢＡブロックを読み取ってキャッシュファンクション
エンジン３４に通知し、該キャッシュファンクションエ
ンジン３４は不良・交替テーブルＤＡＴを作成する。こ
のようにすれば、電源が切断されても、あるいは記憶内
容がリセットされても不良・交替テーブルＤＡＴを作成
できる。
設定し、各トラックの先頭ＦＢＡブロックのＩＤ部に、
実際に不良トラックの交替トラックとして使用されて
いるか否かを示すフラグ、実際に不良トラックの交替
トラックとして用いられている場合には、該交替トラッ
クのトラックアドレスと不良トラックのトラックアドレ
スを記録する。デバイスアダプタ３２は電源が投入され
た後あるいはリセットされた後、前記各トラックの先頭
ＦＢＡブロックを読み取ってキャッシュファンクション
エンジン３４に通知し、該キャッシュファンクションエ
ンジン３４は不良・交替テーブルＤＡＴを作成する。こ
のようにすれば、電源が切断されても、あるいは記憶内
容がリセットされても不良・交替テーブルＤＡＴを作成
できる。
【００３４】(j) 請求項１１の作用 キャッシュメモリファンクションエンジン３４は、上位
装置１１から不良・交替処理命令を受け付けたとき、該
命令により指示された不良トラックと交替トラックのト
ラックアドレスを不良・交替テーブルＤＡＴに記入し、
該テーブルを更新する。このようにすれば、常にに最新
の不良・交替トラックの対応がテーブルに記憶されるた
め、誤って不良トラックにアクセスすることはない。
装置１１から不良・交替処理命令を受け付けたとき、該
命令により指示された不良トラックと交替トラックのト
ラックアドレスを不良・交替テーブルＤＡＴに記入し、
該テーブルを更新する。このようにすれば、常にに最新
の不良・交替トラックの対応がテーブルに記憶されるた
め、誤って不良トラックにアクセスすることはない。
【００３５】(k) 請求項１２、１３の作用 全ＦＢＡブロックのＩＤ部に(1) 正常／不良トラックの
別を示すフラグと、(2)不良の場合には交替トラックの
トラックアドレスを含む不良・交替トラック情報ＤＡＴ
Ｉ記録する。チャネルアダプタ３１又はデバイスアダプ
タ３２はメモリ３３に展開されたＦＢＡブロックのＩＤ
部を検査し、該ＦＢＡブロックが不良トラックに記録さ
れていることが判明すれば、直ちに交替トラックにヘッ
ドを位置付けして必要なデータを読み出してメモリに展
開すると共に、新たに判明された不良、交替トラックの
対応をテーブルＤＡＴに記入する。以上のようにすれ
ば、上位装置１１からの不良・交替処理命令によるテー
ブルＤＡＴの更新が失敗した場合であっても交替トラッ
クよりデータをメモリに読み出して処理でき、しかも、
不良・交替テーブルを更新することができる。
別を示すフラグと、(2)不良の場合には交替トラックの
トラックアドレスを含む不良・交替トラック情報ＤＡＴ
Ｉ記録する。チャネルアダプタ３１又はデバイスアダプ
タ３２はメモリ３３に展開されたＦＢＡブロックのＩＤ
部を検査し、該ＦＢＡブロックが不良トラックに記録さ
れていることが判明すれば、直ちに交替トラックにヘッ
ドを位置付けして必要なデータを読み出してメモリに展
開すると共に、新たに判明された不良、交替トラックの
対応をテーブルＤＡＴに記入する。以上のようにすれ
ば、上位装置１１からの不良・交替処理命令によるテー
ブルＤＡＴの更新が失敗した場合であっても交替トラッ
クよりデータをメモリに読み出して処理でき、しかも、
不良・交替テーブルを更新することができる。
【００３６】
(a) 本発明のシステムの構成 図１１は本発明のシステム構成図であり、ＦＢＡディス
ク装置の場合であってもＣＫＤディスク装置の場合と同
様の位置付け制御、データ読み書き制御を行う構成を有
している。尚、説明を簡単にするために、チャネルアダ
プタ、デバイスアダプタは１個のみ示し、又、ディスク
装置、チャネルも１つのみ示す。図中、１０はＣＫＤ形
式でデータを扱うＯＳを備えたホスト装置（ＣＰＵ）、
２０はチャネル（ＣＨ）、３０はディスク制御装置（Ｄ
ＣＵ）、４０はＦＢＡフォーマットでデータの読み／書
きを行う磁気ディスク装置（ＤＡＳＤ）である。ディス
ク制御装置３０において、３１は上位装置とのインター
フェースを司るチャネルアダプタ（ＣＡ）、３２は磁気
ディスク装置４０とのインターフェースを司るデバイス
アダプタ（ＤＡ）、３３はキャッシュメモリ（ＣＭ）、
３４はキャッシュメモリＣＭの管理及びトラックの不良
・交替管理のための処理を行うキャッシュファンクショ
ンエンジン（ＣＦＥ）、３５は全体の資源管理及び処理
動作に関する制御を行うリソースマネージャ（ＲＭ）、
３６は各ユニットのＩＭＬ処理や各種状態監視処理、障
害時のリカバリ処理を行うサービスアダプタ、３７は各
ユニットの制御用マイクロプログラムや制御テーブル類
を記憶する不揮発性メモリ、３８はバス線、３９はキャ
ッシュメモリ３３に対するデータのアクセス制御を行う
データアクセス制御部、４１は操作パネルである。各ユ
ニットは相互にバス３８で接続されており、各バス３８
は図示しないがC-BUS,D-BUS,S-BUSを有している。
ク装置の場合であってもＣＫＤディスク装置の場合と同
様の位置付け制御、データ読み書き制御を行う構成を有
している。尚、説明を簡単にするために、チャネルアダ
プタ、デバイスアダプタは１個のみ示し、又、ディスク
装置、チャネルも１つのみ示す。図中、１０はＣＫＤ形
式でデータを扱うＯＳを備えたホスト装置（ＣＰＵ）、
２０はチャネル（ＣＨ）、３０はディスク制御装置（Ｄ
ＣＵ）、４０はＦＢＡフォーマットでデータの読み／書
きを行う磁気ディスク装置（ＤＡＳＤ）である。ディス
ク制御装置３０において、３１は上位装置とのインター
フェースを司るチャネルアダプタ（ＣＡ）、３２は磁気
ディスク装置４０とのインターフェースを司るデバイス
アダプタ（ＤＡ）、３３はキャッシュメモリ（ＣＭ）、
３４はキャッシュメモリＣＭの管理及びトラックの不良
・交替管理のための処理を行うキャッシュファンクショ
ンエンジン（ＣＦＥ）、３５は全体の資源管理及び処理
動作に関する制御を行うリソースマネージャ（ＲＭ）、
３６は各ユニットのＩＭＬ処理や各種状態監視処理、障
害時のリカバリ処理を行うサービスアダプタ、３７は各
ユニットの制御用マイクロプログラムや制御テーブル類
を記憶する不揮発性メモリ、３８はバス線、３９はキャ
ッシュメモリ３３に対するデータのアクセス制御を行う
データアクセス制御部、４１は操作パネルである。各ユ
ニットは相互にバス３８で接続されており、各バス３８
は図示しないがC-BUS,D-BUS,S-BUSを有している。
【００３７】キャッシュファンクションエンジン３４に
おいて、ＢＦはフラグバッファ、ＤＡＴは不良・交替ト
ラックテーブルである。フラグバッファＢＦには、キ
ャッシュメモリＣＭに存在するレコードのアドレス（Ｃ
ＣＨＨＲ）と、該レコードが磁気ディスクＤＡＳＤに
保存されているか否かを示すフラグＦＬＡＧ（１は非保
存、０は保存）と、ＨＡ／Ｒ０が標準フォーマットを
有しているか否かを示す標準フォーマットフラグが記憶
される。チャネルアダプタ３１、デバイスアダプタ３
２、キャッシュファンクションエンジン３４、リソース
マネージャ３５はそれぞれマイクロプロセッサで構成さ
れており、初期時、サービスアダプタＳＡの制御で不揮
発性メモリ３７より制御用マイクロプログラムや制御テ
ーブル類がローデングされる（ＩＭＬ）。
おいて、ＢＦはフラグバッファ、ＤＡＴは不良・交替ト
ラックテーブルである。フラグバッファＢＦには、キ
ャッシュメモリＣＭに存在するレコードのアドレス（Ｃ
ＣＨＨＲ）と、該レコードが磁気ディスクＤＡＳＤに
保存されているか否かを示すフラグＦＬＡＧ（１は非保
存、０は保存）と、ＨＡ／Ｒ０が標準フォーマットを
有しているか否かを示す標準フォーマットフラグが記憶
される。チャネルアダプタ３１、デバイスアダプタ３
２、キャッシュファンクションエンジン３４、リソース
マネージャ３５はそれぞれマイクロプロセッサで構成さ
れており、初期時、サービスアダプタＳＡの制御で不揮
発性メモリ３７より制御用マイクロプログラムや制御テ
ーブル類がローデングされる（ＩＭＬ）。
【００３８】(b) ＦＢＡブロックの構成 図１２は本発明の１ＣＫＤトラックのＦＢＡブロックの
構成図である。ディスク上の１ＣＫＤトラックは複数個
の固定長のＦＢＡブロック１ａ，１ｂ，・・・１ｎに分
割されている。尚、図では説明上、１ＣＫＤトラックが
４つのＦＢＡブロックで構成されている場合が示されて
いる。各ＦＢＡブロックの先頭には６４バイトのＩＤ部
（ＣＯＦ用ＩＤ部であり、以後単にＩＤ部という）が設
けられ、それ以降にＣＫＤデータ（レコード）の各フィ
ールドが記録されるようになっている。先頭のＦＢＡブ
ロック１ａにはＣＫＤトラックのホームアドレス部Ｈ
ＡとＣＫＤフォーマットを有するレコードＲ０のみを
記録し、余りは空きになっている。他のＦＢＡブロック
１ｂ〜１ｎには、ＣＫＤフォーマットを有するレコード
Ｒ１,Ｒ２，・・・の各フィールド(COUNTフィールド、KEY
フィールド、DATAフィールド)が記録される。先頭以外
の各ＦＢＡブロックには複数のレコードが記録される場
合もあるし、又、複数のＦＢＡブロックに跨って１つの
レコードが記録される場合もある。
構成図である。ディスク上の１ＣＫＤトラックは複数個
の固定長のＦＢＡブロック１ａ，１ｂ，・・・１ｎに分
割されている。尚、図では説明上、１ＣＫＤトラックが
４つのＦＢＡブロックで構成されている場合が示されて
いる。各ＦＢＡブロックの先頭には６４バイトのＩＤ部
（ＣＯＦ用ＩＤ部であり、以後単にＩＤ部という）が設
けられ、それ以降にＣＫＤデータ（レコード）の各フィ
ールドが記録されるようになっている。先頭のＦＢＡブ
ロック１ａにはＣＫＤトラックのホームアドレス部Ｈ
ＡとＣＫＤフォーマットを有するレコードＲ０のみを
記録し、余りは空きになっている。他のＦＢＡブロック
１ｂ〜１ｎには、ＣＫＤフォーマットを有するレコード
Ｒ１,Ｒ２，・・・の各フィールド(COUNTフィールド、KEY
フィールド、DATAフィールド)が記録される。先頭以外
の各ＦＢＡブロックには複数のレコードが記録される場
合もあるし、又、複数のＦＢＡブロックに跨って１つの
レコードが記録される場合もある。
【００３９】各ＦＢＡブロックのＩＤ部には図１３に示
すようにＣＯＦ変換、不良・交替トラック管理、その他
の処理のために以下の(1)〜(7)の情報が記録されてい
る。すなわち、(1) 対象ＦＢＡブロックのＣＫＤトラッ
ク先頭からの相対ブロック番号、(2) ＦＢＡブロック固
有の情報（例えば当該ブロックに有効なレコードが存在
する等）を指示するブロックフラグ、(3) トラック固有
の情報（例えば、正常トラック、交替トラック、不良ト
ラック、欠陥交替トラックの別）を指示するトラックフ
ラグ、(4) 当該ＦＢＡブロックが所属するＣＫＤトラッ
クの論理アドレスＣＣＨＨ、(5) 交替されるＣＫＤトラ
ック(交替トラック)の論理アドレスＣＣＨＨ、又は不良
トラックの論理アドレスＣＣＨＨ（ＡＬＴ ＣＣＨ
Ｈ）、(6) 当該ＦＢＡブロックに存在する個々のレコー
ドの番号、(7) 当該ブロックに存在する個々のレコード
の情報（レコードディスクリプタ）、及びレコードポイ
ンタが、ＩＤ部に記録される。(7) のレコードポインタ
は、当該ＦＢＡブロックの先頭から各レコードのカウン
ト部迄のバイト数、ホームアドレス部ＨＡ迄のバイト
数、トラック上のレコード群の終わりを示すＥＯＴ（En
d of track)までのバイト数が記録される。
すようにＣＯＦ変換、不良・交替トラック管理、その他
の処理のために以下の(1)〜(7)の情報が記録されてい
る。すなわち、(1) 対象ＦＢＡブロックのＣＫＤトラッ
ク先頭からの相対ブロック番号、(2) ＦＢＡブロック固
有の情報（例えば当該ブロックに有効なレコードが存在
する等）を指示するブロックフラグ、(3) トラック固有
の情報（例えば、正常トラック、交替トラック、不良ト
ラック、欠陥交替トラックの別）を指示するトラックフ
ラグ、(4) 当該ＦＢＡブロックが所属するＣＫＤトラッ
クの論理アドレスＣＣＨＨ、(5) 交替されるＣＫＤトラ
ック(交替トラック)の論理アドレスＣＣＨＨ、又は不良
トラックの論理アドレスＣＣＨＨ（ＡＬＴ ＣＣＨ
Ｈ）、(6) 当該ＦＢＡブロックに存在する個々のレコー
ドの番号、(7) 当該ブロックに存在する個々のレコード
の情報（レコードディスクリプタ）、及びレコードポイ
ンタが、ＩＤ部に記録される。(7) のレコードポインタ
は、当該ＦＢＡブロックの先頭から各レコードのカウン
ト部迄のバイト数、ホームアドレス部ＨＡ迄のバイト
数、トラック上のレコード群の終わりを示すＥＯＴ（En
d of track)までのバイト数が記録される。
【００４０】レコードディスクリプタの第１５ビット〜
第９ビットは以下の意味を有し、その他の第８ビット〜
第０ビットは未使用あるいはその他の用途に用いられ
る。 第１５Ｂｉｔ：標準レコード（物理アドレスＣＣＨＨと
論理アドレスＣＣＨＨの値が一致するレコード）である 第１４Ｂｉｔ：ＨＡ(Home Address)フィ−ルドである 第１３Ｂｉｔ：ＥＯＴ(End of Track)フィ−ルドである 第１２Ｂｉｔ：レコードがこのブロックに収まっている 第１１Ｂｉｔ：カウント部Ｃの書き込みで中断が発生し
た 第１０Ｂｉｔ：キー部Ｋの書き込みで中断が発生した 第９Ｂｉｔ ：データ部Ｄの書き込みで中断が発生した キャッシュメモリ３３は図１４に示すように複数の物理
トラック（実トラック）に対応するトラック記憶領域３
３1〜３３mを備え、各トラック記憶領域はＦＢＡブロッ
クサイズで分割され、それぞれのブロック領域にはブロ
ックアドレスＹが割り振られ、又、各ブロック領域内は
ＩＤ部のサイズ（＝６４バイト単位）で順にアドレスＸ
が付されている。
第９ビットは以下の意味を有し、その他の第８ビット〜
第０ビットは未使用あるいはその他の用途に用いられ
る。 第１５Ｂｉｔ：標準レコード（物理アドレスＣＣＨＨと
論理アドレスＣＣＨＨの値が一致するレコード）である 第１４Ｂｉｔ：ＨＡ(Home Address)フィ−ルドである 第１３Ｂｉｔ：ＥＯＴ(End of Track)フィ−ルドである 第１２Ｂｉｔ：レコードがこのブロックに収まっている 第１１Ｂｉｔ：カウント部Ｃの書き込みで中断が発生し
た 第１０Ｂｉｔ：キー部Ｋの書き込みで中断が発生した 第９Ｂｉｔ ：データ部Ｄの書き込みで中断が発生した キャッシュメモリ３３は図１４に示すように複数の物理
トラック（実トラック）に対応するトラック記憶領域３
３1〜３３mを備え、各トラック記憶領域はＦＢＡブロッ
クサイズで分割され、それぞれのブロック領域にはブロ
ックアドレスＹが割り振られ、又、各ブロック領域内は
ＩＤ部のサイズ（＝６４バイト単位）で順にアドレスＸ
が付されている。
【００４１】上位装置からのレコードの書き込み指示が
あると、デバイスアダプタ３２は該レコードを含むＦＢ
Ａブロックをキャッシュメモリ３３に展開する。つい
で、チャネルアダプタ３１はキャッシュメモリ３３に記
憶されている対象レコードの内容を書替える。しかる
後、デバイスアダプタ３２は該レコードを含むをＦＢＡ
ブロックを磁気ディスク装置４０に書き込む。又、上位
装置からレコードの読み込みが指示されると、デバイス
アダプタ３２は該レコードを含むＦＢＡブロックをキャ
ッシュメモリ３３に展開し、チャネルアダプタ３１は該
キャッシュメモリより指示されたレコードを上位装置に
転送する。例えば、レコードＲｉを書き替える場合、該
レコードＲｉの実トラック上の位置がインデックスＩＤ
ＸからＢバイトとする。かかる場合、レコードＲｉはキ
ャッシュメモリ３３の所定トラック記憶領域３３ｉの先
頭からＢバイト位置に展開される。従って、チャネルア
ダプタ３１はキャッシュメモリ上でＢバイト位置から始
まるレコードＲｉの内容を書き替える。しかる後、デバ
イスアダプタ３２はＦＢＡブロック単位で該レコードを
磁気ディスク装置に書き込む。
あると、デバイスアダプタ３２は該レコードを含むＦＢ
Ａブロックをキャッシュメモリ３３に展開する。つい
で、チャネルアダプタ３１はキャッシュメモリ３３に記
憶されている対象レコードの内容を書替える。しかる
後、デバイスアダプタ３２は該レコードを含むをＦＢＡ
ブロックを磁気ディスク装置４０に書き込む。又、上位
装置からレコードの読み込みが指示されると、デバイス
アダプタ３２は該レコードを含むＦＢＡブロックをキャ
ッシュメモリ３３に展開し、チャネルアダプタ３１は該
キャッシュメモリより指示されたレコードを上位装置に
転送する。例えば、レコードＲｉを書き替える場合、該
レコードＲｉの実トラック上の位置がインデックスＩＤ
ＸからＢバイトとする。かかる場合、レコードＲｉはキ
ャッシュメモリ３３の所定トラック記憶領域３３ｉの先
頭からＢバイト位置に展開される。従って、チャネルア
ダプタ３１はキャッシュメモリ上でＢバイト位置から始
まるレコードＲｉの内容を書き替える。しかる後、デバ
イスアダプタ３２はＦＢＡブロック単位で該レコードを
磁気ディスク装置に書き込む。
【００４２】又、レコードの読み出しにおいて、デバイ
スアダプタ３２はセットセクタで指定されたパラメタ値
（セクタ値）に基づいて、キャッシュメモリに展開すべ
きＦＢＡブロック（トラック先頭からの相対ブロック番
号をｊとする）を求め、該ＦＢＡブロックからトラック
最後のブロックまでのデータをキャッシュメモリ３３に
展開する。この場合、所定トラック記憶領域３３ｉの第
ｊブロック領域以降に順次ＦＢＡブロックデータを記憶
する。しかる後、チャネルアダプタ３１は展開されたデ
ータのＩＤ部を解析し、上位装置が要求しているフィー
ルドのデータだけを転送する。以上のような方法で、デ
ータ（レコード）をＦＢＡブロック化してキャッシュメ
モリ３３上に展開することによりＦＢＡディスクに対し
てデータの書き込みあるいは読み取りをＦＢＡブロック
単位で行う。以下、データの読み取り及び書き込みにつ
いて詳細に説明する。
スアダプタ３２はセットセクタで指定されたパラメタ値
（セクタ値）に基づいて、キャッシュメモリに展開すべ
きＦＢＡブロック（トラック先頭からの相対ブロック番
号をｊとする）を求め、該ＦＢＡブロックからトラック
最後のブロックまでのデータをキャッシュメモリ３３に
展開する。この場合、所定トラック記憶領域３３ｉの第
ｊブロック領域以降に順次ＦＢＡブロックデータを記憶
する。しかる後、チャネルアダプタ３１は展開されたデ
ータのＩＤ部を解析し、上位装置が要求しているフィー
ルドのデータだけを転送する。以上のような方法で、デ
ータ（レコード）をＦＢＡブロック化してキャッシュメ
モリ３３上に展開することによりＦＢＡディスクに対し
てデータの書き込みあるいは読み取りをＦＢＡブロック
単位で行う。以下、データの読み取り及び書き込みにつ
いて詳細に説明する。
【００４３】(c) データの読み取り 図１５は本発明によるデータ読み取りの説明図である。
尚、図中○印は指示や終了報告がリソースマネージャＲ
Ｍを経由していることを示す。チャネル装置２０よりシ
ークコマンドＳＫが発生すると、チャネルアダプタ３１
はシークコマンドをコマンド待ち行列にキューイング
し、しかる後、シーク動作が終了したように見せ掛けて
動作終了信号をチャネル装置２０に返す。チャネル装置
２０はシーク動作終了信号の受信により、セットセクタ
コマンドＳＳを発行する。このコマンドを受信すると、
チャネルアダプタ３１はコマンド待ち行列にキューイン
グし、ついで、セットセクタ動作が終了したように見せ
掛けて動作終了信号をチャネル装置ＣＨに返す。チャネ
ル装置２０はセットセクタ動作終了信号の受信により、
サーチＩＤコマンドＳＩＤを発行する。このコマンドを
受信するとチャネルアダプタ３１はキャッシュファンク
ションエンジン３４に要求されたアドレス（ＣＣＨＨ
Ｒ）のレコードがキャッシュメモリ３３に存在するか問
い合わせる（ヒット問い合わせ）。
尚、図中○印は指示や終了報告がリソースマネージャＲ
Ｍを経由していることを示す。チャネル装置２０よりシ
ークコマンドＳＫが発生すると、チャネルアダプタ３１
はシークコマンドをコマンド待ち行列にキューイング
し、しかる後、シーク動作が終了したように見せ掛けて
動作終了信号をチャネル装置２０に返す。チャネル装置
２０はシーク動作終了信号の受信により、セットセクタ
コマンドＳＳを発行する。このコマンドを受信すると、
チャネルアダプタ３１はコマンド待ち行列にキューイン
グし、ついで、セットセクタ動作が終了したように見せ
掛けて動作終了信号をチャネル装置ＣＨに返す。チャネ
ル装置２０はセットセクタ動作終了信号の受信により、
サーチＩＤコマンドＳＩＤを発行する。このコマンドを
受信するとチャネルアダプタ３１はキャッシュファンク
ションエンジン３４に要求されたアドレス（ＣＣＨＨ
Ｒ）のレコードがキャッシュメモリ３３に存在するか問
い合わせる（ヒット問い合わせ）。
【００４４】要求されたレコードがキャッシュメモリ３
３に存在しなければ（ＮＯＴ ＨＩＴ）、チャネルアダ
プタ３１はリソースマネージャ３５にその旨を通知する
と共に、チャネル装置２０を磁気ディスク制御装置３０
から切り離すためにリトライ信号を発行する。リソース
マネージャ３５は内蔵のテーブル記憶部に記憶されてい
る排他制御テーブルＥＣＴを参照して対象となる磁気デ
ィスク装置４０がアクセス中でないことを確認し、所定
のデバイスアダプタ３２を決定し、シークコマンドに含
まれるＣＫＤトラック位置（ＣＣＨＨ）を渡し、シーク
動作を指令する。デバイスアダプタ３２はシーク指令を
受信すると、次式によりＣＫＤトラックＣＣＨＨの先頭
ＦＢＡブロック番号Ｐを演算する。
３に存在しなければ（ＮＯＴ ＨＩＴ）、チャネルアダ
プタ３１はリソースマネージャ３５にその旨を通知する
と共に、チャネル装置２０を磁気ディスク制御装置３０
から切り離すためにリトライ信号を発行する。リソース
マネージャ３５は内蔵のテーブル記憶部に記憶されてい
る排他制御テーブルＥＣＴを参照して対象となる磁気デ
ィスク装置４０がアクセス中でないことを確認し、所定
のデバイスアダプタ３２を決定し、シークコマンドに含
まれるＣＫＤトラック位置（ＣＣＨＨ）を渡し、シーク
動作を指令する。デバイスアダプタ３２はシーク指令を
受信すると、次式によりＣＫＤトラックＣＣＨＨの先頭
ＦＢＡブロック番号Ｐを演算する。
【００４５】 Ｐ＝［Ｍ・（ヘッド本数）＋Ｎ］・Ｂ ・・・(1) ただし、(1)式において、Ｍ＝ＣＣ（最小値は０），Ｎ
＝ＨＨ（最小値は０）、Ｂは１ＣＫＤトラックに含まれ
るＦＢＡブロック数である。デバイスアダプタ３２は先
頭ＦＢＡブロック番号が求まれば、磁気ディスク装置４
０に対してＳＣＳＩインターフェースを介してヘッドを
先頭ブロックＰに位置付けするためのシーク動作を指令
する。そして、磁気ディスク装置４０よりシーク指令に
対する位置付け完了信号を受信すれば、その旨をチャネ
ルアダプタ３１に通知する。これにより、チャネルアダ
プタ３１はデバイスアダプタ３２にセットセクタコマン
ドに含まれるセクタ値（Ｓ）を渡し、セットセクタ動作
を指令する。デバイスアダプタ３２はセットセクタ指令
を受信すると、次式により指示されたセクタに記録され
ているＦＢＡブロックのトラック先頭からの相対ブロッ
ク番号Ｑを演算する。
＝ＨＨ（最小値は０）、Ｂは１ＣＫＤトラックに含まれ
るＦＢＡブロック数である。デバイスアダプタ３２は先
頭ＦＢＡブロック番号が求まれば、磁気ディスク装置４
０に対してＳＣＳＩインターフェースを介してヘッドを
先頭ブロックＰに位置付けするためのシーク動作を指令
する。そして、磁気ディスク装置４０よりシーク指令に
対する位置付け完了信号を受信すれば、その旨をチャネ
ルアダプタ３１に通知する。これにより、チャネルアダ
プタ３１はデバイスアダプタ３２にセットセクタコマン
ドに含まれるセクタ値（Ｓ）を渡し、セットセクタ動作
を指令する。デバイスアダプタ３２はセットセクタ指令
を受信すると、次式により指示されたセクタに記録され
ているＦＢＡブロックのトラック先頭からの相対ブロッ
ク番号Ｑを演算する。
【００４６】 ｙ＝Ｓ・（１セクタのバイト長）／１ＦＢＡのバイト長 ・・・(2) （ただし、ｙはトラック先頭からのＦＢＡブロック数） Ｑ＝Ｐ＋［ｙ］ ・・・(3) （［ｙ］は小数点を切り上げた整数） ついで、デバイスアダプタ３２は磁気ディスク装置４０
に対してＳＣＳＩインターフェースを介して相対ブロッ
ク番号ＱのＦＢＡブロックからリードするためのリード
処理動作を指令する。尚、このリード処理はＦＢＡブロ
ックの相対ブロック番号Ｑを含むリード命令を固定長の
磁気ディスク装置４０に発行して所定のＦＢＡブロック
を読み取る処理である。磁気ディスク装置４０より読み
込み処理指令に対する位置付け完了信号を受信すれば、
磁気ディスク装置４０に１ＣＫＤブロック分（例えばＥ
ＯＴを含むブロック迄）の読み取りを指示し、読み取ら
れたＦＢＡブロックをキャッシュメモリ３３に書き込む
（ステージング、図１５参照）。この際、キャッシュフ
ァンクションエンジン３４内蔵のメモリには、各ＦＢＡ
ブロックのＩＤ部に記録されているレコードのアドレス
ＣＣＨＨＲが格納される。
に対してＳＣＳＩインターフェースを介して相対ブロッ
ク番号ＱのＦＢＡブロックからリードするためのリード
処理動作を指令する。尚、このリード処理はＦＢＡブロ
ックの相対ブロック番号Ｑを含むリード命令を固定長の
磁気ディスク装置４０に発行して所定のＦＢＡブロック
を読み取る処理である。磁気ディスク装置４０より読み
込み処理指令に対する位置付け完了信号を受信すれば、
磁気ディスク装置４０に１ＣＫＤブロック分（例えばＥ
ＯＴを含むブロック迄）の読み取りを指示し、読み取ら
れたＦＢＡブロックをキャッシュメモリ３３に書き込む
（ステージング、図１５参照）。この際、キャッシュフ
ァンクションエンジン３４内蔵のメモリには、各ＦＢＡ
ブロックのＩＤ部に記録されているレコードのアドレス
ＣＣＨＨＲが格納される。
【００４７】キャッシュメモリ３３への書き込みが終了
すれば、デバイスアダプタ３２はステージング終了をリ
ソースマネージャ経由でチャネルアダプタ３１に通知す
る。これによりチャネルアダプタ３１はコマンド要求信
号をチャネル装置２０に送出する。チャネル装置２０は
コマンド要求を受信すると、直前に発行したサーチＩＤ
コマンドＳＩＤを再度発行する。チャネルアダプタ３１
はサーチＩＤコマンドＳＩＤを受信すれば、ＦＢＡブロ
ックのＩＤ情報（レコード番号とポインタ）を参照して
キャッシュメモリＣＭ上で指示されたレコードの検索を
行い、検索終了によりサーチＩＤの動作終了信号をチャ
ネル装置２０に送る。チャネル装置２０はサーチＩＤの
動作終了信号を受信すればリードコマンドＲＤを発行す
る。チャネルアダプタ３１はリードコマンドＲＤを受信
すれば、サーチしてあるレコードをキャッシュメモリ３
３からダイレクトに読み出してチャネル装置２０に転送
し、転送動作が終了すれば、正常終了ステータスを報告
する。
すれば、デバイスアダプタ３２はステージング終了をリ
ソースマネージャ経由でチャネルアダプタ３１に通知す
る。これによりチャネルアダプタ３１はコマンド要求信
号をチャネル装置２０に送出する。チャネル装置２０は
コマンド要求を受信すると、直前に発行したサーチＩＤ
コマンドＳＩＤを再度発行する。チャネルアダプタ３１
はサーチＩＤコマンドＳＩＤを受信すれば、ＦＢＡブロ
ックのＩＤ情報（レコード番号とポインタ）を参照して
キャッシュメモリＣＭ上で指示されたレコードの検索を
行い、検索終了によりサーチＩＤの動作終了信号をチャ
ネル装置２０に送る。チャネル装置２０はサーチＩＤの
動作終了信号を受信すればリードコマンドＲＤを発行す
る。チャネルアダプタ３１はリードコマンドＲＤを受信
すれば、サーチしてあるレコードをキャッシュメモリ３
３からダイレクトに読み出してチャネル装置２０に転送
し、転送動作が終了すれば、正常終了ステータスを報告
する。
【００４８】一方、サーチＩＤで要求されたレコードが
キャッシュメモリＣＭに存在すれば（リードヒット）、
チャネルアダプタ３１はコマンド要求信号をチャネル装
置２０に送出する（図１５点線参照）。チャネル装置２
０はコマンド要求を受信すると、直前に発行したサーチ
ＩＤコマンドＳＩＤを再度発行する。チャネルアダプタ
３１はサーチＩＤコマンドＳＩＤを受信すれば、ＩＤ情
報を参照してキャッシュメモリＣＭ上で指示されたレコ
ードの検索を行い、検索終了によりサーチＩＤの動作終
了信号をチャネル装置２０に送る。チャネル装置２０は
サーチＩＤの動作終了信号を受信すればリードコマンド
ＲＤを発行する。チャネルアダプタＣＡはリードコマン
ドＲＤを受信すれば、要求されたレコードをキャッシュ
メモリＣＭから読み出してチャネル装置ＣＨに転送し、
転送動作終了後正常終了ステータスを報告する。
キャッシュメモリＣＭに存在すれば（リードヒット）、
チャネルアダプタ３１はコマンド要求信号をチャネル装
置２０に送出する（図１５点線参照）。チャネル装置２
０はコマンド要求を受信すると、直前に発行したサーチ
ＩＤコマンドＳＩＤを再度発行する。チャネルアダプタ
３１はサーチＩＤコマンドＳＩＤを受信すれば、ＩＤ情
報を参照してキャッシュメモリＣＭ上で指示されたレコ
ードの検索を行い、検索終了によりサーチＩＤの動作終
了信号をチャネル装置２０に送る。チャネル装置２０は
サーチＩＤの動作終了信号を受信すればリードコマンド
ＲＤを発行する。チャネルアダプタＣＡはリードコマン
ドＲＤを受信すれば、要求されたレコードをキャッシュ
メモリＣＭから読み出してチャネル装置ＣＨに転送し、
転送動作終了後正常終了ステータスを報告する。
【００４９】(d) データの書き込み 図１６はデータの書き替え手順の説明図である。チャネ
ル装置２０よりシークコマンドＳＫが発生すると、チャ
ネルアダプタ３１はシークコマンドをコマンド待ち行列
にキューイングし、しかる後、シーク動作が終了したよ
うに見せ掛けて動作終了信号をチャネル装置２０に返
す。チャネル装置２０はシーク動作終了信号の受信によ
り、セットセクタコマンドＳＳを発行する。このコマン
ドを受信すると、チャネルアダプタ３１はコマンド待ち
行列にキューイングし、ついで、セットセクタ動作が終
了したように見せ掛けて動作終了信号をチャネル装置Ｃ
Ｈに返す。チャネル装置２０はセットセクタ動作終了信
号の受信により、サーチＩＤコマンドＳＩＤを発行す
る。このコマンドを受信するとチャネルアダプタ３１は
キャッシュファンクションエンジン３４に要求されたア
ドレス（ＣＣＨＨＲ）のレコードがキャッシュメモリ３
３に存在するか問い合わせる（ヒット問い合わせ）。
ル装置２０よりシークコマンドＳＫが発生すると、チャ
ネルアダプタ３１はシークコマンドをコマンド待ち行列
にキューイングし、しかる後、シーク動作が終了したよ
うに見せ掛けて動作終了信号をチャネル装置２０に返
す。チャネル装置２０はシーク動作終了信号の受信によ
り、セットセクタコマンドＳＳを発行する。このコマン
ドを受信すると、チャネルアダプタ３１はコマンド待ち
行列にキューイングし、ついで、セットセクタ動作が終
了したように見せ掛けて動作終了信号をチャネル装置Ｃ
Ｈに返す。チャネル装置２０はセットセクタ動作終了信
号の受信により、サーチＩＤコマンドＳＩＤを発行す
る。このコマンドを受信するとチャネルアダプタ３１は
キャッシュファンクションエンジン３４に要求されたア
ドレス（ＣＣＨＨＲ）のレコードがキャッシュメモリ３
３に存在するか問い合わせる（ヒット問い合わせ）。
【００５０】要求されたレコードがキャッシュメモリ３
３に存在しなければ、チャネルアダプタ３１はリソース
マネージャ３５にその旨を通知すると共に、チャネル装
置２０を磁気ディスク制御装置３０から切り離すために
リトライ信号を発行する。以後、図１５と同様のステー
ジング処理が実行される。ステージングが終了すれば、
デバイスアダプタ３２はステージング終了をリソースマ
ネージャ経由でチャネルアダプタ３１に通知する。これ
によりチャネルアダプタ３１はコマンド要求信号をチャ
ネル装置２０に送出する。チャネル装置２０はコマンド
要求を受信すると、直前に発行したサーチＩＤコマンド
ＳＩＤを再度発行する。チャネルアダプタ３１はサーチ
ＩＤコマンドＳＩＤを受信すれば、ＩＤ情報を参照して
キャッシュメモリＣＭ上で指示されたレコードの検索を
行い、検索終了によりサーチＩＤの動作終了信号をチャ
ネル装置２０に送る。
３に存在しなければ、チャネルアダプタ３１はリソース
マネージャ３５にその旨を通知すると共に、チャネル装
置２０を磁気ディスク制御装置３０から切り離すために
リトライ信号を発行する。以後、図１５と同様のステー
ジング処理が実行される。ステージングが終了すれば、
デバイスアダプタ３２はステージング終了をリソースマ
ネージャ経由でチャネルアダプタ３１に通知する。これ
によりチャネルアダプタ３１はコマンド要求信号をチャ
ネル装置２０に送出する。チャネル装置２０はコマンド
要求を受信すると、直前に発行したサーチＩＤコマンド
ＳＩＤを再度発行する。チャネルアダプタ３１はサーチ
ＩＤコマンドＳＩＤを受信すれば、ＩＤ情報を参照して
キャッシュメモリＣＭ上で指示されたレコードの検索を
行い、検索終了によりサーチＩＤの動作終了信号をチャ
ネル装置２０に送る。
【００５１】チャネル装置２０はサーチＩＤの動作終了
信号を受信すればライトコマンドＷＤを発行する。チャ
ネルアダプタ３１はライトコマンドＷＤを受信すれば、
サーチしてあるレコードをライトコマンドに付随するレ
コードでダイレクトに書き替え、書き替え終了後チャネ
ル装置に正常終了ステータスを報告する。又、キャッシ
ュファンクションエンジンＣＦＥは書き替えレコードの
アドレスＣＣＨＨＲに対応するフラグを”１”にする。
又、以上と並行してディスク制御装置３０内蔵の図示し
ない不揮発性メモリ（ＮＶＳ）にライトレコードが書き
込まれる。これは、何等の原因でキャッシュメモリ３３
の内容が磁気ディスク装置４０に保存される前に消失す
るのを防止するためである。以後、デバイスアダプタ３
２はホストの動作と関係なく、フラグが１のＣＣＨＨＲ
のレコードを含むＦＢＡブロックをキャッシュメモリ３
３から読み取って磁気ディスク装置ＤＡＳＤに転送し、
所定の位置に書き込ませる（ライトバック）。この場
合、キャッシュファンクションエンジン３４は該レコー
ドアドレスＣＣＨＨＲのフラグを０にする。
信号を受信すればライトコマンドＷＤを発行する。チャ
ネルアダプタ３１はライトコマンドＷＤを受信すれば、
サーチしてあるレコードをライトコマンドに付随するレ
コードでダイレクトに書き替え、書き替え終了後チャネ
ル装置に正常終了ステータスを報告する。又、キャッシ
ュファンクションエンジンＣＦＥは書き替えレコードの
アドレスＣＣＨＨＲに対応するフラグを”１”にする。
又、以上と並行してディスク制御装置３０内蔵の図示し
ない不揮発性メモリ（ＮＶＳ）にライトレコードが書き
込まれる。これは、何等の原因でキャッシュメモリ３３
の内容が磁気ディスク装置４０に保存される前に消失す
るのを防止するためである。以後、デバイスアダプタ３
２はホストの動作と関係なく、フラグが１のＣＣＨＨＲ
のレコードを含むＦＢＡブロックをキャッシュメモリ３
３から読み取って磁気ディスク装置ＤＡＳＤに転送し、
所定の位置に書き込ませる（ライトバック）。この場
合、キャッシュファンクションエンジン３４は該レコー
ドアドレスＣＣＨＨＲのフラグを０にする。
【００５２】一方、サーチＩＤで要求されたレコードが
キャッシュメモリ３３に存在すれば（ライトヒット）、
チャネルアダプタ３１はコマンド要求信号をチャネル装
置２０に送出する（図１６の点線参照）。チャネル装置
２０はコマンド要求を受信すると、直前に発行したサー
チＩＤコマンドＳＩＤを再度発行する。チャネルアダプ
タ３１はサーチＩＤコマンドＳＩＤを受信すれば、ＦＢ
ＡブロックのＩＤ情報を参照してキャッシュメモリＣＭ
上で指示されたレコードの検索を行い、検索終了により
サーチＩＤの動作終了信号をチャネル装置２０に送る。
チャネル装置２０はサーチＩＤの動作終了信号を受信す
ればライトコマンドＷＤを発行する。以後、前述の場合
と同様に書き替え処理が行われる。
キャッシュメモリ３３に存在すれば（ライトヒット）、
チャネルアダプタ３１はコマンド要求信号をチャネル装
置２０に送出する（図１６の点線参照）。チャネル装置
２０はコマンド要求を受信すると、直前に発行したサー
チＩＤコマンドＳＩＤを再度発行する。チャネルアダプ
タ３１はサーチＩＤコマンドＳＩＤを受信すれば、ＦＢ
ＡブロックのＩＤ情報を参照してキャッシュメモリＣＭ
上で指示されたレコードの検索を行い、検索終了により
サーチＩＤの動作終了信号をチャネル装置２０に送る。
チャネル装置２０はサーチＩＤの動作終了信号を受信す
ればライトコマンドＷＤを発行する。以後、前述の場合
と同様に書き替え処理が行われる。
【００５３】以上のようにすれば、ＦＢＡディスク装置
の場合でもＣＫＤディスク装置の場合と同様にシークコ
マンド、セットセクタコマンド、サーチＩＤコマンドに
対する位置付け制御、データ検索制御ができる。又、先
頭のＦＢＡブロックにはＣＫＤトラックのホームアドレ
スＨＡとレコードＲ０のみを記録するようにしたから、
ディスク制御装置３０が上位装置１１よりレコードＲ１
からのフォーマットライト処理命令を受け付けた場合で
も、該ＨＡ／Ｒ０のＦＢＡブロックはキャッシュメモリ
３３に読み出されず、レコードＲ１以降のＦＢＡブロッ
クのみが読み出される。このため、キャッシュメモリ上
でレコードＲ１以降のライト処理を簡単に行うことがで
き、高速にフォーマットライト処理を行うことができ
る。尚、ＨＡ／Ｒ０とレコードＲ１以降のデータを同一
のＦＢＡブロックに記録する場合には、レコードＲ１か
らのフォーマットライト処理命令に対してＨＡ／Ｒ０の
データも読み出してメモリ上に展開し、ＨＡ／Ｒ０以外
のレコード部分のみをライト処理する必要があり、ライ
ト処理が複雑になって高速のフォーマットライト処理が
できない。
の場合でもＣＫＤディスク装置の場合と同様にシークコ
マンド、セットセクタコマンド、サーチＩＤコマンドに
対する位置付け制御、データ検索制御ができる。又、先
頭のＦＢＡブロックにはＣＫＤトラックのホームアドレ
スＨＡとレコードＲ０のみを記録するようにしたから、
ディスク制御装置３０が上位装置１１よりレコードＲ１
からのフォーマットライト処理命令を受け付けた場合で
も、該ＨＡ／Ｒ０のＦＢＡブロックはキャッシュメモリ
３３に読み出されず、レコードＲ１以降のＦＢＡブロッ
クのみが読み出される。このため、キャッシュメモリ上
でレコードＲ１以降のライト処理を簡単に行うことがで
き、高速にフォーマットライト処理を行うことができ
る。尚、ＨＡ／Ｒ０とレコードＲ１以降のデータを同一
のＦＢＡブロックに記録する場合には、レコードＲ１か
らのフォーマットライト処理命令に対してＨＡ／Ｒ０の
データも読み出してメモリ上に展開し、ＨＡ／Ｒ０以外
のレコード部分のみをライト処理する必要があり、ライ
ト処理が複雑になって高速のフォーマットライト処理が
できない。
【００５４】(e) データアクセス制御部 図１７はキャッシュメモリへのデータアクセス説明図で
ある。キャッシュメモリ３３は複数のトラック記憶領域
を備え、各トラック記憶領域３３ｉは図１７（Ａ）に示
すようにＦＢＡブロック単位で分割され、該分割された
領域１ａ，１ｂ，・・・，１ｎにブロックアドレスＹが
付されている。又、各分割領域内はＩＤ部のサイズ単位
（＝６４バイト）で順に内部アドレスＸが付され、各ブ
ロックの先頭６４バイト（内部アドレスＸ＝０）にはＩ
Ｄ部が記憶される。チャネルアダプタ３１は、キャッシ
ュメモリ３３への書き込みあるいは読み出し時に、ブロ
ックアドレスＹと、分割領域内のアドレスＸを指定す
る。例えば、図１７（Ｂ）に示すようにトラック記憶領
域３３ｉの第２ＦＢＡブロック１ｂ（ブロックアドレス
Ｙ＝２）のアドレスＸ0より第３ブロック領域１ｃ（ブ
ロックアドレスＹ＝３）までレコードＲｉが書き込まれ
ているとすると、チャネルアダプタ３１は該レコードＲ
ｉの読み取り、あるいは書き替えに際して、ブロックア
ドレス２，３と、内部アドレスＸ0をデータアクセス制
御部３９に入力する。データアクセス制御部３９は該ア
ドレスに基づいてキャッシュメモリ３３にアクセスして
レコードＲｉの読み書きを行う。
ある。キャッシュメモリ３３は複数のトラック記憶領域
を備え、各トラック記憶領域３３ｉは図１７（Ａ）に示
すようにＦＢＡブロック単位で分割され、該分割された
領域１ａ，１ｂ，・・・，１ｎにブロックアドレスＹが
付されている。又、各分割領域内はＩＤ部のサイズ単位
（＝６４バイト）で順に内部アドレスＸが付され、各ブ
ロックの先頭６４バイト（内部アドレスＸ＝０）にはＩ
Ｄ部が記憶される。チャネルアダプタ３１は、キャッシ
ュメモリ３３への書き込みあるいは読み出し時に、ブロ
ックアドレスＹと、分割領域内のアドレスＸを指定す
る。例えば、図１７（Ｂ）に示すようにトラック記憶領
域３３ｉの第２ＦＢＡブロック１ｂ（ブロックアドレス
Ｙ＝２）のアドレスＸ0より第３ブロック領域１ｃ（ブ
ロックアドレスＹ＝３）までレコードＲｉが書き込まれ
ているとすると、チャネルアダプタ３１は該レコードＲ
ｉの読み取り、あるいは書き替えに際して、ブロックア
ドレス２，３と、内部アドレスＸ0をデータアクセス制
御部３９に入力する。データアクセス制御部３９は該ア
ドレスに基づいてキャッシュメモリ３３にアクセスして
レコードＲｉの読み書きを行う。
【００５５】図１８はデータアクセス制御部３９の構成
図である。３９ａはブロックアドレスＹ0及び内部アド
レスＸ0がセットされるアドレスレジスタで、下位ｎビ
ットに内部アドレスＸ0がセットされ、上位にブロック
アドレスＹ0がセットされる。下位ｎビットで表現でき
るアドレス数（２のｎ乗）はブロック領域の大きさと等
しくなっている。３９ｂは読み出すべき全ブロック領域
のブロックアドレスを記憶するブロックアドレスメモ
リ、３９ｃはＩＤ部と同一サイズ（＝６４バイト）のデ
ータをキャッシュメモリ３３から読み／書きする毎に内
部アドレスＸ0をインクリメント（Ｘ0＋１→Ｘ0）する
＋１インクリメント部、３９ｄは６４バイトのデータを
キャッシュメモリから読み書きする毎に内部アドレスＸ
0を＋２インクリメント（Ｘ0＋２→Ｘ0）する＋２イン
クリメント部、３９ｅは＋１インクリメント部から出力
される内部アドレスＸ0が０であるか、換言すれば次に
アクセスされる部分がＩＤ部であるかを判定するデコー
ダである。
図である。３９ａはブロックアドレスＹ0及び内部アド
レスＸ0がセットされるアドレスレジスタで、下位ｎビ
ットに内部アドレスＸ0がセットされ、上位にブロック
アドレスＹ0がセットされる。下位ｎビットで表現でき
るアドレス数（２のｎ乗）はブロック領域の大きさと等
しくなっている。３９ｂは読み出すべき全ブロック領域
のブロックアドレスを記憶するブロックアドレスメモ
リ、３９ｃはＩＤ部と同一サイズ（＝６４バイト）のデ
ータをキャッシュメモリ３３から読み／書きする毎に内
部アドレスＸ0をインクリメント（Ｘ0＋１→Ｘ0）する
＋１インクリメント部、３９ｄは６４バイトのデータを
キャッシュメモリから読み書きする毎に内部アドレスＸ
0を＋２インクリメント（Ｘ0＋２→Ｘ0）する＋２イン
クリメント部、３９ｅは＋１インクリメント部から出力
される内部アドレスＸ0が０であるか、換言すれば次に
アクセスされる部分がＩＤ部であるかを判定するデコー
ダである。
【００５６】３９ｆはマルチプレクサであり、Ｘ0≠０
の場合には、＋１インクリメント部３９ｃから出力され
る内部アドレスＸ0をアドレスカウンタ３９ａの下位ｎ
ビットにセットし、Ｘ0＝０の場合には、＋２インクリ
メント部３９ｄから出力される内部アドレスＸ0をアド
レスカウンタ３９ａの下位ｎビットにセットする。３９
ｇはポインタであり、最初はブロックアドレスメモリ３
９ｂの先頭アドレスを指し、以後、１ブロック領域の読
み書きが完了する毎にインクリメントし、次のアドレス
を指すようにしたもの、３９ｈは１ブロック領域の読み
書きが完了する毎に、換言すればＸ0＝０となる毎にポ
インタ３９ｇの内容をインクリメントする＋１インクリ
メント部である。
の場合には、＋１インクリメント部３９ｃから出力され
る内部アドレスＸ0をアドレスカウンタ３９ａの下位ｎ
ビットにセットし、Ｘ0＝０の場合には、＋２インクリ
メント部３９ｄから出力される内部アドレスＸ0をアド
レスカウンタ３９ａの下位ｎビットにセットする。３９
ｇはポインタであり、最初はブロックアドレスメモリ３
９ｂの先頭アドレスを指し、以後、１ブロック領域の読
み書きが完了する毎にインクリメントし、次のアドレス
を指すようにしたもの、３９ｈは１ブロック領域の読み
書きが完了する毎に、換言すればＸ0＝０となる毎にポ
インタ３９ｇの内容をインクリメントする＋１インクリ
メント部である。
【００５７】チャネルアダプタ３１あるいはデバイスア
ダプタ３２は、メモリ３３への書き込みあるいは読み出
し時に、ブロックアドレス(複数ブロックにわたる場
合にはそれぞれのブロックアドレス)Ｙ0，Ｙ1，・・・
と、先頭ブロックアドレスＹ0で指定される領域内の
アドレスＸ0を指定する。ブロックアドレスＹ0，Ｙ1，
・・・はブロックアドレスメモリ３９ｂに記憶されると
共に、内部アドレスＸ0はアドレスレジスタ３９ａの下
位ｎビットにセットされる。初期時、ポインタ３９ｇは
ブロックアドレスメモリ３９ｂの先頭アドレス指してい
るから該先頭アドレスに記憶されているブロックアドレ
スデータＹ0が読み出されてアドレスカウンタ３９ａの
上位ビットにセットされる。これにより、アドレスカウ
ンタ３９ａにセットされているアドレスに基づいてキャ
ッシュメモリ３３がアクセスされる。６４バイトのデー
タの読み／書きが終了すれば、＋１インクリメント部３
９ｃ、＋２インクリメント部３９ｄは内部アドレスＸ0
を＋１，＋２それぞれインクリメントする。デコーダ３
９ｅは＋１インクリメント部３９ｃの出力Ｘ0が０であ
るかチェックする。
ダプタ３２は、メモリ３３への書き込みあるいは読み出
し時に、ブロックアドレス(複数ブロックにわたる場
合にはそれぞれのブロックアドレス)Ｙ0，Ｙ1，・・・
と、先頭ブロックアドレスＹ0で指定される領域内の
アドレスＸ0を指定する。ブロックアドレスＹ0，Ｙ1，
・・・はブロックアドレスメモリ３９ｂに記憶されると
共に、内部アドレスＸ0はアドレスレジスタ３９ａの下
位ｎビットにセットされる。初期時、ポインタ３９ｇは
ブロックアドレスメモリ３９ｂの先頭アドレス指してい
るから該先頭アドレスに記憶されているブロックアドレ
スデータＹ0が読み出されてアドレスカウンタ３９ａの
上位ビットにセットされる。これにより、アドレスカウ
ンタ３９ａにセットされているアドレスに基づいてキャ
ッシュメモリ３３がアクセスされる。６４バイトのデー
タの読み／書きが終了すれば、＋１インクリメント部３
９ｃ、＋２インクリメント部３９ｄは内部アドレスＸ0
を＋１，＋２それぞれインクリメントする。デコーダ３
９ｅは＋１インクリメント部３９ｃの出力Ｘ0が０であ
るかチェックする。
【００５８】Ｘ0＝０でなければ、マルチプレクサ３９
ｆは＋１インクリメントした内部アドレＸ0をアドレス
カウンタ３９ａの下位ｎビットにセットし、次の６４バ
イトのデータの読み／書きを行なう。以後、同様な処理
が繰り返され、Ｘ0＝０になれば、マルチプレクサ３９
ｆは＋２インクリメントした内部アドレスＸ0をアドレ
スカウンタ３９ａの下位ｎビットにセットする。又、ポ
インタ３９ｇはインクリメントされ、２番目のアドレス
を指す。この結果、次のブロック領域のアドレスＹ1が
アドレスカウンタ３９ａの上位ビットにセットされる。
これにより、次のブロック領域の第２アドレスからデー
タの読み／書きが行なわれ、ＩＤ部はスキップされる。
すなわち、ＩＤ部の存在に関係なくキャッシュメモリ３
３へ連続してレコードを書き込め、あるいは、キャッシ
ュメモリ３３からレコードを読み出すことができる。以
上より、複数のＦＢＡブロックに跨っているレコードを
キャッシュメモリ３３から読み出し、又は、該メモリへ
書き込む際、データアクセス制御部３９は各ＦＢＡブロ
ックの先頭に配置されているＩＤ部をスキップしてレコ
ードをキャッシュメモリ３３より読み出しあるいは書き
込むように動作する。
ｆは＋１インクリメントした内部アドレＸ0をアドレス
カウンタ３９ａの下位ｎビットにセットし、次の６４バ
イトのデータの読み／書きを行なう。以後、同様な処理
が繰り返され、Ｘ0＝０になれば、マルチプレクサ３９
ｆは＋２インクリメントした内部アドレスＸ0をアドレ
スカウンタ３９ａの下位ｎビットにセットする。又、ポ
インタ３９ｇはインクリメントされ、２番目のアドレス
を指す。この結果、次のブロック領域のアドレスＹ1が
アドレスカウンタ３９ａの上位ビットにセットされる。
これにより、次のブロック領域の第２アドレスからデー
タの読み／書きが行なわれ、ＩＤ部はスキップされる。
すなわち、ＩＤ部の存在に関係なくキャッシュメモリ３
３へ連続してレコードを書き込め、あるいは、キャッシ
ュメモリ３３からレコードを読み出すことができる。以
上より、複数のＦＢＡブロックに跨っているレコードを
キャッシュメモリ３３から読み出し、又は、該メモリへ
書き込む際、データアクセス制御部３９は各ＦＢＡブロ
ックの先頭に配置されているＩＤ部をスキップしてレコ
ードをキャッシュメモリ３３より読み出しあるいは書き
込むように動作する。
【００５９】(f) 書き込み中断フラグを用いたリード／
ライト処理 各ＦＢＡブロックのＩＤ部には図１３で説明したよう
に、上位装置１１からの書き込み処理が中断したか否か
を示すフラグを記録する領域が各レコードのフィールド
(COUNTフィールド、KEYフィールド、DATAフィールド)毎
に設けられている。すなわち、各レコードのデスクリプ
タの第９ビット〜第１１ビットには、DATAフィールドの
書き込み中で中断したか、KEYフィールドの書き込み中
で中断したか、COUNTフィールドの書き込み中で中断し
たかが記憶される。この中断フラグを用いて、書き込み
中断したフィールドのデータを上位装置に転送しないよ
うに制御することができる。
ライト処理 各ＦＢＡブロックのＩＤ部には図１３で説明したよう
に、上位装置１１からの書き込み処理が中断したか否か
を示すフラグを記録する領域が各レコードのフィールド
(COUNTフィールド、KEYフィールド、DATAフィールド)毎
に設けられている。すなわち、各レコードのデスクリプ
タの第９ビット〜第１１ビットには、DATAフィールドの
書き込み中で中断したか、KEYフィールドの書き込み中
で中断したか、COUNTフィールドの書き込み中で中断し
たかが記憶される。この中断フラグを用いて、書き込み
中断したフィールドのデータを上位装置に転送しないよ
うに制御することができる。
【００６０】図１９は書き込み中断フラグを用いたリー
ド／ライト処理フロー図である。チャネルアダプタ３１
は上位装置より所定レコードのCOUNTフィールド、KEYフ
ィールド、DATAフィールドの書き込みコマンドを受信す
ると（ステップ１０１）、キャッシュメモリ３３の対象
ＦＢＡブロック領域の先頭に記憶されているＩＤ部の中
断フラグを”１”にセットする（ステップ１０２）。つ
いで、書き込み処理が正常に終了した監視する(ステッ
プ１０３）。そして、レコードのCOUNTフィールドの書
替えが正常に終了すれば、該COUNTフィールドの中断フ
ラグを”０”にリセットし、又、レコードのKEYフィー
ルドの書替えが正常に終了すれば、該KEYフィールドの
中断フラグを”０”にリセットし、更に、DATAフィール
ドの書替えが正常に終了すれば、該DATAフィールドの中
断フラグを”０”にリセットする（ステップ１０４）。
しかし、所定のフィールド書き込み中に、上位装置１０
よりシステムリセットやセレクティブリセットを受け付
け、書き込み処理が中断した場合には、チャネルアダプ
タ３１は中断フラグをリセットしない。この結果、書き
込み中に処理が中断した場合には、フラグをセットした
ままデバイスアダプタ３２はＦＢＡブロック単位でキャ
ッシュメモリ上のデータをディスク装置４０にライトバ
ックすることになる（ステップ１０５）。
ド／ライト処理フロー図である。チャネルアダプタ３１
は上位装置より所定レコードのCOUNTフィールド、KEYフ
ィールド、DATAフィールドの書き込みコマンドを受信す
ると（ステップ１０１）、キャッシュメモリ３３の対象
ＦＢＡブロック領域の先頭に記憶されているＩＤ部の中
断フラグを”１”にセットする（ステップ１０２）。つ
いで、書き込み処理が正常に終了した監視する(ステッ
プ１０３）。そして、レコードのCOUNTフィールドの書
替えが正常に終了すれば、該COUNTフィールドの中断フ
ラグを”０”にリセットし、又、レコードのKEYフィー
ルドの書替えが正常に終了すれば、該KEYフィールドの
中断フラグを”０”にリセットし、更に、DATAフィール
ドの書替えが正常に終了すれば、該DATAフィールドの中
断フラグを”０”にリセットする（ステップ１０４）。
しかし、所定のフィールド書き込み中に、上位装置１０
よりシステムリセットやセレクティブリセットを受け付
け、書き込み処理が中断した場合には、チャネルアダプ
タ３１は中断フラグをリセットしない。この結果、書き
込み中に処理が中断した場合には、フラグをセットした
ままデバイスアダプタ３２はＦＢＡブロック単位でキャ
ッシュメモリ上のデータをディスク装置４０にライトバ
ックすることになる（ステップ１０５）。
【００６１】かかる状態で、上位装置１０より所定レコ
ードの所定フィールドのＲＥＡＤ命令を受け付けた場
合、デバイスアダプタ３２は該レコードを含むＦＢＡブ
ロックをキャッシュメモリ３３に読み出す（ステップ１
０６）。チャネルアダプタ３１は指令されたレコードが
含まれるＦＢＡブロックの先頭ＩＤ部における該当フィ
ールドの中断フラグがセットされているかチェックする
（ステップ１０７）。中断フラグがセットされていない
場合には、すなわち、書き込み中断を示していない場合
には該フィールドのデータをキャッシュメモリ３３より
読み出して上位装置に転送し（ステップ１０８）、中断
フラグがセットされている場合には、すなわち、書き込
み中断を示している場合には該フィールドのデータを上
位装置１１に転送せず、エラー通知を送る（ステップ１
０９）。以上により、データの書き込み中断を認識で
き、ＲＥＡ処理命令に対して誤ったデータの転送を防止
できる。
ードの所定フィールドのＲＥＡＤ命令を受け付けた場
合、デバイスアダプタ３２は該レコードを含むＦＢＡブ
ロックをキャッシュメモリ３３に読み出す（ステップ１
０６）。チャネルアダプタ３１は指令されたレコードが
含まれるＦＢＡブロックの先頭ＩＤ部における該当フィ
ールドの中断フラグがセットされているかチェックする
（ステップ１０７）。中断フラグがセットされていない
場合には、すなわち、書き込み中断を示していない場合
には該フィールドのデータをキャッシュメモリ３３より
読み出して上位装置に転送し（ステップ１０８）、中断
フラグがセットされている場合には、すなわち、書き込
み中断を示している場合には該フィールドのデータを上
位装置１１に転送せず、エラー通知を送る（ステップ１
０９）。以上により、データの書き込み中断を認識で
き、ＲＥＡ処理命令に対して誤ったデータの転送を防止
できる。
【００６２】(g) ディスク装置の状態監視 電源投入により使用不可能状態(ノットレディー）から
使用可能状態（レディー状態）に移行したとき、使用可
能状態になったことをディスク制御装置３０に報告する
機能を有しないディスク装置がある。そこで、ディスク
制御装置３０は図２０に示す処理フローに従ってこれら
ディスク装置の状態監視を実行する。尚、デバイスアダ
プタ３２の記憶部には、図２１に示すように状態監視テ
ーブルＣＭＴが設けられ、各ディスク装置の論理アドレ
ス（機番）に対応させてレディー状態監視の要否及びレ
ディー／ノットレディーの状態が記憶されるようになっ
ている。
使用可能状態（レディー状態）に移行したとき、使用可
能状態になったことをディスク制御装置３０に報告する
機能を有しないディスク装置がある。そこで、ディスク
制御装置３０は図２０に示す処理フローに従ってこれら
ディスク装置の状態監視を実行する。尚、デバイスアダ
プタ３２の記憶部には、図２１に示すように状態監視テ
ーブルＣＭＴが設けられ、各ディスク装置の論理アドレ
ス（機番）に対応させてレディー状態監視の要否及びレ
ディー／ノットレディーの状態が記憶されるようになっ
ている。
【００６３】デバイスアダプタ３２はレディー状態監視
要のディスク装置が全てレディー状態になったか監視し
（ステップ２０１）、全てがレディー状態になっていな
ければ、定期的にノットレディー状態の磁気ディスク装
置に対してTEST UNIT READYコマンドを送出する(ステッ
プ２０２）。該コマンドに対して応答があるかチェック
し（ステップ２０３）、応答があれば、状態監視テーブ
ルＣＭＴにおける該当機番の状態欄にレディーを記入し
（ステップ２０４）、初めに戻り以降の処理を繰り返
す。しかし、所定時間経過しても応答がなければ（ステ
ップ２０５）、状態監視テーブルＣＭＴを更新すること
なく、初めに戻り以降の処理を繰り返す。そして、上記
監視処理によりレディー状態監視要のディスク装置が全
てレディー状態になれば、監視処理を終了する。以上に
より、ディスク制御装置３０は、レディー状態通知機能
を有しないディスク装置が配下として接続されてもノッ
トレディーからレディーへの移行を確実に認識すること
ができる。
要のディスク装置が全てレディー状態になったか監視し
（ステップ２０１）、全てがレディー状態になっていな
ければ、定期的にノットレディー状態の磁気ディスク装
置に対してTEST UNIT READYコマンドを送出する(ステッ
プ２０２）。該コマンドに対して応答があるかチェック
し（ステップ２０３）、応答があれば、状態監視テーブ
ルＣＭＴにおける該当機番の状態欄にレディーを記入し
（ステップ２０４）、初めに戻り以降の処理を繰り返
す。しかし、所定時間経過しても応答がなければ（ステ
ップ２０５）、状態監視テーブルＣＭＴを更新すること
なく、初めに戻り以降の処理を繰り返す。そして、上記
監視処理によりレディー状態監視要のディスク装置が全
てレディー状態になれば、監視処理を終了する。以上に
より、ディスク制御装置３０は、レディー状態通知機能
を有しないディスク装置が配下として接続されてもノッ
トレディーからレディーへの移行を確実に認識すること
ができる。
【００６４】(ｈ) ＨＡ／Ｒ０の生成 トラック先頭の第１ＦＢＡブロックはホームアドレスＨ
Ａ又はレコードＲ０の読み／書き命令が指令されない限
り、キャッシュメモリ３３に読み出されない。ところ
で、キャッシュメモリ３３にレコードＲ１以降のデータ
が展開されて所定のレコードの読み／書きが行われた
後、上位装置が該読み書きしたレコードの所属するトラ
ック確認等のために、ＨＡ／Ｒ０のリードコマンドを出
す場合がある。かかる場合、ディスク装置よりＨＡ／Ｒ
０部をキャッシュメモリ３３に読み出すのでは相当の時
間を必要とする。
Ａ又はレコードＲ０の読み／書き命令が指令されない限
り、キャッシュメモリ３３に読み出されない。ところ
で、キャッシュメモリ３３にレコードＲ１以降のデータ
が展開されて所定のレコードの読み／書きが行われた
後、上位装置が該読み書きしたレコードの所属するトラ
ック確認等のために、ＨＡ／Ｒ０のリードコマンドを出
す場合がある。かかる場合、ディスク装置よりＨＡ／Ｒ
０部をキャッシュメモリ３３に読み出すのでは相当の時
間を必要とする。
【００６５】ＨＡ／Ｒ０が標準のフォーマットを有して
いるか否かが判れば、内部的に該ＨＡ／Ｒ０を生成して
上位装置に転送でき、アクセス時間を短縮できる。そこ
で、ＨＡ／Ｒ０部が標準フォーマットを有するものであ
るか否かを示すフラグをディスク装置に対応させてキャ
ッシュメモリ管理部３４のバッファＢＦに記憶してお
き、リードＨＡ／Ｒ０が指令された時、該標準フォーマ
ットフラグを参照して内部的に該ＨＡ／Ｒ０を生成して
上位装置に転送する。図２２はリードＨＡ／Ｒ０の処理
フローである。チャネルアダプタ３１は、上位装置より
リードコマンドを受信すると（ステップ３０１）、ＨＡ
／Ｒ０のリードコマンドかチェックし（ステップ３０
２）、ＨＡ／Ｒ０のリードコマンドでなければキャッシ
ュメモリ３３上の対象レコードを検索して上位装置に転
送する（ステップ３０３）。
いるか否かが判れば、内部的に該ＨＡ／Ｒ０を生成して
上位装置に転送でき、アクセス時間を短縮できる。そこ
で、ＨＡ／Ｒ０部が標準フォーマットを有するものであ
るか否かを示すフラグをディスク装置に対応させてキャ
ッシュメモリ管理部３４のバッファＢＦに記憶してお
き、リードＨＡ／Ｒ０が指令された時、該標準フォーマ
ットフラグを参照して内部的に該ＨＡ／Ｒ０を生成して
上位装置に転送する。図２２はリードＨＡ／Ｒ０の処理
フローである。チャネルアダプタ３１は、上位装置より
リードコマンドを受信すると（ステップ３０１）、ＨＡ
／Ｒ０のリードコマンドかチェックし（ステップ３０
２）、ＨＡ／Ｒ０のリードコマンドでなければキャッシ
ュメモリ３３上の対象レコードを検索して上位装置に転
送する（ステップ３０３）。
【００６６】しかし、ＨＡ／Ｒ０のリードコマンドであ
れば、チャネルアダプタ３１は、標準フォーマットフラ
グが”１”であるかチェックする（ステップ３０４）。
標準フォーマットフラグが”１”であれば、チャネルア
ダプタ３１は内部的に擬似ＨＡ／Ｒ０を生成してキャッ
シュメモリ３３の対応するブロック領域に記憶すると共
に、該擬似ＨＡ／Ｒ０を上位装置へ転送する（ステップ
３０５、３０６）。すなわち、キャッシュメモリ３３に
展開されているＦＢＡブロックのうち、リード命令の対
象であるＨＡ／Ｒ０と同一トラック上のＦＢＡブロック
のＩＤ部よりトラックアドレス（ＣＣＨＨ）を求め、該
トラックアドレスを用いて擬似ＨＡ／Ｒ０を生成して上
位装置に転送する。しかし、標準フォーマットフラグ
が”０”の場合には、デバイスアダプタ３２はＨＡ／Ｒ
０を含むＦＢＡブロックをキャッシュメモリ３３に読み
出し、しかる後、チャネルアダプタ３１は該ＨＡ／Ｒ０
を上位装置に転送する（ステップ３０７）。以上のよう
にすれば、ＨＡ／Ｒ０部が標準フォーマットを有する場
合にはディスク装置４０から該ＨＡ部／Ｒ０部が記録さ
れているＦＢＡブロックを一々読み出す必要がなく、高
速にＨＡ／Ｒ０を上位装置に転送することができる。
れば、チャネルアダプタ３１は、標準フォーマットフラ
グが”１”であるかチェックする（ステップ３０４）。
標準フォーマットフラグが”１”であれば、チャネルア
ダプタ３１は内部的に擬似ＨＡ／Ｒ０を生成してキャッ
シュメモリ３３の対応するブロック領域に記憶すると共
に、該擬似ＨＡ／Ｒ０を上位装置へ転送する（ステップ
３０５、３０６）。すなわち、キャッシュメモリ３３に
展開されているＦＢＡブロックのうち、リード命令の対
象であるＨＡ／Ｒ０と同一トラック上のＦＢＡブロック
のＩＤ部よりトラックアドレス（ＣＣＨＨ）を求め、該
トラックアドレスを用いて擬似ＨＡ／Ｒ０を生成して上
位装置に転送する。しかし、標準フォーマットフラグ
が”０”の場合には、デバイスアダプタ３２はＨＡ／Ｒ
０を含むＦＢＡブロックをキャッシュメモリ３３に読み
出し、しかる後、チャネルアダプタ３１は該ＨＡ／Ｒ０
を上位装置に転送する（ステップ３０７）。以上のよう
にすれば、ＨＡ／Ｒ０部が標準フォーマットを有する場
合にはディスク装置４０から該ＨＡ部／Ｒ０部が記録さ
れているＦＢＡブロックを一々読み出す必要がなく、高
速にＨＡ／Ｒ０を上位装置に転送することができる。
【００６７】(i) 連続トラックのディスク装置への書き
戻し ＨＡ／Ｒ０部のみで先頭ＦＢＡブロックを構成する本発
明の場合には、キャッシュメモリ３３上にレコードＲ１
から展開される。このため、連続する複数トラックのレ
コードがキャッシュメモリ３３上に展開されている場
合、先頭のＦＢＡブロックが抜けた不連続の状態にな
る。ところで、デバイスアダプタ３２からＦＢＡディス
ク装置４０への書き込みはＳＣＳＩインタフェースに従
って、書き込み開始ＦＢＡブロックと書き込みブロ
ック数Ｂｎを指定して行う。このため、複数トラックに
わたって連続的にＦＢＡブロックを該磁気ディスク装置
に書き戻す場合、先頭ＦＢＡブロックが抜けていると１
つのＳＣＳＩライトコマンドでもって書き戻せなくな
る。そこで、ＨＡ／Ｒ０部が標準フォーマットを有する
場合には、チャネルアダプタ３１は各トラックのＨＡ／
Ｒ０部を内部的に作成してキャッシュメモリ３３の各ト
ラック記憶領域３３ｉの先頭ブロック領域に記憶して、
各トラックのＦＢＡブロックの連続性を維持する。この
ようにすれば、複数トラックに渡って連続するＦＢＡブ
ロックを１つのライトコマンドでの連続書き込みが可能
になる。
戻し ＨＡ／Ｒ０部のみで先頭ＦＢＡブロックを構成する本発
明の場合には、キャッシュメモリ３３上にレコードＲ１
から展開される。このため、連続する複数トラックのレ
コードがキャッシュメモリ３３上に展開されている場
合、先頭のＦＢＡブロックが抜けた不連続の状態にな
る。ところで、デバイスアダプタ３２からＦＢＡディス
ク装置４０への書き込みはＳＣＳＩインタフェースに従
って、書き込み開始ＦＢＡブロックと書き込みブロ
ック数Ｂｎを指定して行う。このため、複数トラックに
わたって連続的にＦＢＡブロックを該磁気ディスク装置
に書き戻す場合、先頭ＦＢＡブロックが抜けていると１
つのＳＣＳＩライトコマンドでもって書き戻せなくな
る。そこで、ＨＡ／Ｒ０部が標準フォーマットを有する
場合には、チャネルアダプタ３１は各トラックのＨＡ／
Ｒ０部を内部的に作成してキャッシュメモリ３３の各ト
ラック記憶領域３３ｉの先頭ブロック領域に記憶して、
各トラックのＦＢＡブロックの連続性を維持する。この
ようにすれば、複数トラックに渡って連続するＦＢＡブ
ロックを１つのライトコマンドでの連続書き込みが可能
になる。
【００６８】図２３は連続トラックの書き込み処理フロ
ーである。キャッシュメモリ上のデータの書き戻し（ラ
イトバック）が必要になると（ステップ４０１）、チャ
ネルアダプタ３１はＨＡ／Ｒ０部が標準フォーマットを
有する場合には、各トラックの擬似ＨＡ／Ｒ０部を内部
的に作成してキャッシュメモリ３３の各トラック記憶領
域３３ｉの先頭ブロック領域に記憶する（ステップ４０
２）。これにより、各トラックのＦＢＡブロックの連続
性が維持される。ついで、デバイスアダプタ３２は、書
き込み開始ＦＢＡブロックと書き込みブロック数Ｂｎを
ディスク装置に指令し（ステップ４０３）、ディスク装
置への書き戻しを開始する（ステップ４０４）。そし
て、１ＦＢＡブロックの書き込みが終了する毎に書き込
みブロック数Ｂｎをデクリメント（Ｂｎ−１→Ｂｎ）し
（ステップ４０５）、ついで、Ｂｎ＝０になったか監視
し（ステップ４０６）、Ｂｎ＝０になる迄ステップ４０
４以降の処理を繰り返す。以上より、複数のトラックに
渡ってＦＢＡブロックの連続性を維持できるため、複数
のトラックに連続してキャッシュメモリ上のレコードを
一括して書き戻せ、メモリを効率的に活用できる。
ーである。キャッシュメモリ上のデータの書き戻し（ラ
イトバック）が必要になると（ステップ４０１）、チャ
ネルアダプタ３１はＨＡ／Ｒ０部が標準フォーマットを
有する場合には、各トラックの擬似ＨＡ／Ｒ０部を内部
的に作成してキャッシュメモリ３３の各トラック記憶領
域３３ｉの先頭ブロック領域に記憶する（ステップ４０
２）。これにより、各トラックのＦＢＡブロックの連続
性が維持される。ついで、デバイスアダプタ３２は、書
き込み開始ＦＢＡブロックと書き込みブロック数Ｂｎを
ディスク装置に指令し（ステップ４０３）、ディスク装
置への書き戻しを開始する（ステップ４０４）。そし
て、１ＦＢＡブロックの書き込みが終了する毎に書き込
みブロック数Ｂｎをデクリメント（Ｂｎ−１→Ｂｎ）し
（ステップ４０５）、ついで、Ｂｎ＝０になったか監視
し（ステップ４０６）、Ｂｎ＝０になる迄ステップ４０
４以降の処理を繰り返す。以上より、複数のトラックに
渡ってＦＢＡブロックの連続性を維持できるため、複数
のトラックに連続してキャッシュメモリ上のレコードを
一括して書き戻せ、メモリを効率的に活用できる。
【００６９】(j) 不良、交替トラック制御 キャッシュメモリ管理部３４には不良・交替テーブルＤ
ＡＴが設けられている。この不良・交替テーブルは図２
４に示すように、各ディスク装置毎に、不良トラックの
トラックアドレスＣＣＨＨとその交替トラックのトラッ
クアドレスＣＣＨＨとの対応を記憶するものである。こ
のように不良・交替テーブルＤＡＴを設けるとディスク
装置に対するアクセスを効率良く行うことができる。
ＡＴが設けられている。この不良・交替テーブルは図２
４に示すように、各ディスク装置毎に、不良トラックの
トラックアドレスＣＣＨＨとその交替トラックのトラッ
クアドレスＣＣＨＨとの対応を記憶するものである。こ
のように不良・交替テーブルＤＡＴを設けるとディスク
装置に対するアクセスを効率良く行うことができる。
【００７０】図２５は不良・交替トラックが存在する場
合の処理フローである。デバイスアダプタ３２はシーク
コマンド、ライトバック等により所定トラックへヘッド
を位置付けする必要があるか監視し（ステップ５０
１）、必要があると、不良・交替テーブルＤＡＴを参照
し（ステップ５０２）、対象トラックが不良トラックか
チェックする（ステップ５０３）。不良トラックでなけ
れば、指示されたトラックへヘッドを位置付けする（ス
テップ５０４）。一方、ステップ５０３において、不良
トラックであれば、該不良トラックの交替トラックをテ
ーブルＤＡＴより求め、該交代トラックを対象トラック
とし（ステップ５０５）、以後、対象トラック、すなわ
ち、交替トラックへヘッドを位置付けする（ステップ５
０５）。このようにすれば、不良トラックにアクセスす
ることなく直接交替トラックにアクセスすることがで
き、高速アクセスが可能になる。
合の処理フローである。デバイスアダプタ３２はシーク
コマンド、ライトバック等により所定トラックへヘッド
を位置付けする必要があるか監視し（ステップ５０
１）、必要があると、不良・交替テーブルＤＡＴを参照
し（ステップ５０２）、対象トラックが不良トラックか
チェックする（ステップ５０３）。不良トラックでなけ
れば、指示されたトラックへヘッドを位置付けする（ス
テップ５０４）。一方、ステップ５０３において、不良
トラックであれば、該不良トラックの交替トラックをテ
ーブルＤＡＴより求め、該交代トラックを対象トラック
とし（ステップ５０５）、以後、対象トラック、すなわ
ち、交替トラックへヘッドを位置付けする（ステップ５
０５）。このようにすれば、不良トラックにアクセスす
ることなく直接交替トラックにアクセスすることがで
き、高速アクセスが可能になる。
【００７１】(i) 不良・交替テーブルの生成 電源が切断されたり、リセットがかかると、不良・交替
テーブルＤＡＴはクリアされる。このため、電源投入
後、あるいは、リセット後に不良・交替テーブルＤＡＴ
を生成する必要がある。図２６は不良・交替テーブルの
生成処理フローである。各ディスク装置では、交替トラ
ックとして用いるトラック（シリンダ）が予め決まって
おり、該各トラックの先頭ＦＢＡブロックのＩＤ部に、
実際に不良トラックの交替トラックとして使用されて
いるか否かを示すフラグ、実際に不良トラックの交替
トラックとして用いられている場合には、該交替トラッ
クのトラックアドレスと不良トラックのトラックアドレ
スが記録されている。
テーブルＤＡＴはクリアされる。このため、電源投入
後、あるいは、リセット後に不良・交替テーブルＤＡＴ
を生成する必要がある。図２６は不良・交替テーブルの
生成処理フローである。各ディスク装置では、交替トラ
ックとして用いるトラック（シリンダ）が予め決まって
おり、該各トラックの先頭ＦＢＡブロックのＩＤ部に、
実際に不良トラックの交替トラックとして使用されて
いるか否かを示すフラグ、実際に不良トラックの交替
トラックとして用いられている場合には、該交替トラッ
クのトラックアドレスと不良トラックのトラックアドレ
スが記録されている。
【００７２】そこで、デバイスアダプタ３２は、電源投
入後、あるいはリセット後、前記シリンダの各トラック
の先頭ＦＢＡブロックに記録されているＩＤ部を読み取
り、交替トラックのトラックアドレスと不良トラックの
トラックアドレスをキャッシュファンクションエンジン
３４に通知する（ステップ６０１，６０２）。これによ
り、キャッシュファンクションエンジン３４は通知され
た不良トラックアドレス及び交替トラックアドレスを用
いて、不良・交替テーブルＤＡＴを作成する（ステップ
６０３）。ついで、全ディスク装置の不良・交替テーブ
ルを作成したかチェックし（ステップ６０４）、全ディ
スク装置の不良・交替テーブルが作成されていれば、不
良・交替テーブルの生成処理を終了し、作成されていな
ければ、対象ディスク装置を変更し（ステップ６０
５）、ステップ６０２以降の処理を実行する。以上のよ
うにすれば、電源が切断されても、あるいは不良・変換
テーブルがリセットされても該不良・交替テーブルＤＡ
Ｔを作成することができる。
入後、あるいはリセット後、前記シリンダの各トラック
の先頭ＦＢＡブロックに記録されているＩＤ部を読み取
り、交替トラックのトラックアドレスと不良トラックの
トラックアドレスをキャッシュファンクションエンジン
３４に通知する（ステップ６０１，６０２）。これによ
り、キャッシュファンクションエンジン３４は通知され
た不良トラックアドレス及び交替トラックアドレスを用
いて、不良・交替テーブルＤＡＴを作成する（ステップ
６０３）。ついで、全ディスク装置の不良・交替テーブ
ルを作成したかチェックし（ステップ６０４）、全ディ
スク装置の不良・交替テーブルが作成されていれば、不
良・交替テーブルの生成処理を終了し、作成されていな
ければ、対象ディスク装置を変更し（ステップ６０
５）、ステップ６０２以降の処理を実行する。以上のよ
うにすれば、電源が切断されても、あるいは不良・変換
テーブルがリセットされても該不良・交替テーブルＤＡ
Ｔを作成することができる。
【００７３】(j) 不良・交替テーブルの更新 不良・交替テーブルＤＡＴは常に最新の内容となるよう
に更新しなければならない。図２７は不良・交替テーブ
ルの更新処理のフローである。不良トラックが発見され
ると上位装置に通知され、上位装置は不良トラックのＦ
ＢＡブロックのＩＤ部に不良・交替トラック情報を書き
込むための不良・交替処理命令を発行する。従って、チ
ャネルアダプタ３１は上位装置より不良・交替処理命令
を受信したか監視し（ステップ７０１）、該不良・交替
処理命令を受信すればキャッシュファンクションエンジ
ン３４に通知する。この通知により、キャッシュファン
クションエンジン３４は、不良・交替処理命令により指
示された不良トラックアドレスと交替トラックアドレス
を不良・交替テーブルＤＡＴに記入し、該テーブルを更
新する（ステップ７０２）。このようにすれば、常に最
新の不良・交替トラックの対応がテーブルＤＡＴに記憶
されるため、高速に交代トラックにアクセスすることが
できる。
に更新しなければならない。図２７は不良・交替テーブ
ルの更新処理のフローである。不良トラックが発見され
ると上位装置に通知され、上位装置は不良トラックのＦ
ＢＡブロックのＩＤ部に不良・交替トラック情報を書き
込むための不良・交替処理命令を発行する。従って、チ
ャネルアダプタ３１は上位装置より不良・交替処理命令
を受信したか監視し（ステップ７０１）、該不良・交替
処理命令を受信すればキャッシュファンクションエンジ
ン３４に通知する。この通知により、キャッシュファン
クションエンジン３４は、不良・交替処理命令により指
示された不良トラックアドレスと交替トラックアドレス
を不良・交替テーブルＤＡＴに記入し、該テーブルを更
新する（ステップ７０２）。このようにすれば、常に最
新の不良・交替トラックの対応がテーブルＤＡＴに記憶
されるため、高速に交代トラックにアクセスすることが
できる。
【００７４】(j) 不良・交替テーブルが不完全な場合の
不良・交替制御 不良・交替処理命令に基づいて、不良・交替テーブルＤ
ＡＴに新たな不良トラックと交替トラックの対応を記入
するようになっているが、この記入処理に失敗する場合
がある。図２８は不良・交替テーブルが不完全な場合の
不良・交替制御の処理フローである。尚、全ＦＢＡブロ
ックのＩＤ部に、(1) 正常／不良トラックの別を示すフ
ラグと、(2)不良の場合には交替トラックのトラックア
ドレスを含む情報を記録してあるものとする。上位装置
からの読み込みコマンド又は書き込みコマンドにより、
デバイスアダプタ３２は所定のＦＢＡブロックをキャッ
シュメモリ３３に読み出す（ステップ８０１）。つい
で、チャネルアダプタ３１は読み出されたＦＢＡブロッ
クにおけるＩＤ部の不良・交替トラック情報を参照し
（ステップ８０２）、キャッシュメモリに読み出したデ
ータが不良トラック上のデータであるかチェックする
（ステップ８０３）。正常なトラックから読み出したデ
ータであれば以後、通常の処理を行う。
不良・交替制御 不良・交替処理命令に基づいて、不良・交替テーブルＤ
ＡＴに新たな不良トラックと交替トラックの対応を記入
するようになっているが、この記入処理に失敗する場合
がある。図２８は不良・交替テーブルが不完全な場合の
不良・交替制御の処理フローである。尚、全ＦＢＡブロ
ックのＩＤ部に、(1) 正常／不良トラックの別を示すフ
ラグと、(2)不良の場合には交替トラックのトラックア
ドレスを含む情報を記録してあるものとする。上位装置
からの読み込みコマンド又は書き込みコマンドにより、
デバイスアダプタ３２は所定のＦＢＡブロックをキャッ
シュメモリ３３に読み出す（ステップ８０１）。つい
で、チャネルアダプタ３１は読み出されたＦＢＡブロッ
クにおけるＩＤ部の不良・交替トラック情報を参照し
（ステップ８０２）、キャッシュメモリに読み出したデ
ータが不良トラック上のデータであるかチェックする
（ステップ８０３）。正常なトラックから読み出したデ
ータであれば以後、通常の処理を行う。
【００７５】 一方、キャッシュメモリ上のデータが不
良トラックから読み出したデータであれば、不良トラッ
クの交替トラックアドレスＣＣＨＨをＩＤ部より読み込
み（ステップ８０４）、不良・交替テーブルＤＡＴに記
入すると共に（ステップ８０５）、交替トラックにヘッ
ドを位置付けして必要なデータをキャッシュメモ３３に
読み出してメモリに展開する。以上のようにすれば、上
位装置からの不良・交替処理命令に基づいたテーブルＤ
ＡＴの更新が失敗した場合であっても交替トラックより
データをキャッシュメモリに読み出して処理でき、しか
も、不良・交替テーブルＤＡＴを更新することができ
る。以上、本発明を実施例により説明したが、本発明は
請求の範囲に記載した本発明の主旨に従い種々の変形が
可能であり、本発明はこれらを排除するものではない。
良トラックから読み出したデータであれば、不良トラッ
クの交替トラックアドレスＣＣＨＨをＩＤ部より読み込
み（ステップ８０４）、不良・交替テーブルＤＡＴに記
入すると共に（ステップ８０５）、交替トラックにヘッ
ドを位置付けして必要なデータをキャッシュメモ３３に
読み出してメモリに展開する。以上のようにすれば、上
位装置からの不良・交替処理命令に基づいたテーブルＤ
ＡＴの更新が失敗した場合であっても交替トラックより
データをキャッシュメモリに読み出して処理でき、しか
も、不良・交替テーブルＤＡＴを更新することができ
る。以上、本発明を実施例により説明したが、本発明は
請求の範囲に記載した本発明の主旨に従い種々の変形が
可能であり、本発明はこれらを排除するものではない。
【００７６】
【発明の効果】以上本発明によれば、ＦＢＡディスク装
置の場合でもＣＫＤディスク装置の場合と同様にシーク
コマンド、セットセクタコマンド、サーチＩＤコマンド
に対する位置付け制御、データ検索制御ができる。又、
先頭のＦＢＡブロックにはＣＫＤトラックのホームアド
レスＨＡとレコードＲ０のみを記録するようにしたか
ら、ディスク制御装置が上位装置よりレコードＲ１から
のフォーマットライト処理命令を受け付けた場合でも、
該ＨＡ／Ｒ０のＦＢＡブロックはキャッシュメモリに読
み出されず、レコードＲ１以降のＦＢＡブロックのみが
読み出される。このため、メモリ上でレコードＲ１以降
のライト処理を簡単に行うことができ、高速にフォーマ
ットライト処理を行うことができる。
置の場合でもＣＫＤディスク装置の場合と同様にシーク
コマンド、セットセクタコマンド、サーチＩＤコマンド
に対する位置付け制御、データ検索制御ができる。又、
先頭のＦＢＡブロックにはＣＫＤトラックのホームアド
レスＨＡとレコードＲ０のみを記録するようにしたか
ら、ディスク制御装置が上位装置よりレコードＲ１から
のフォーマットライト処理命令を受け付けた場合でも、
該ＨＡ／Ｒ０のＦＢＡブロックはキャッシュメモリに読
み出されず、レコードＲ１以降のＦＢＡブロックのみが
読み出される。このため、メモリ上でレコードＲ１以降
のライト処理を簡単に行うことができ、高速にフォーマ
ットライト処理を行うことができる。
【００７７】本発明によれば、上位装置からの書き込み
処理が中断したか否かを示すフラグをフィールド(COUNT
フィールド、KEYフィールド、DATAフィールド)毎にＦＢ
ＡブロックのＩＤ部に記録するようにしたから、レコー
ド読み出し時に該フラグを参照することにより、データ
の書き込み中断があったフィールドであるか否かを認識
でき、ＲＥＡ処理命令に対して誤ったデータを上位装置
に転送しないようにできる。本発明によれば、複数のＦ
ＢＡブロックに跨っているレコードをキャッシュメモリ
から読み出し、又は、該メモリへ書き込む際、各ＦＢＡ
ブロックの先頭に配置されているＩＤ部をスキップして
レコードを読み出しあるいは書き込むようにしたから、
上位装置から要求されたレコードが１ＦＢＡブロックサ
イズより長く、複数のＦＢＡブロックに跨る場合であっ
ても、各ブロックのＩＤ部の存在に関係なくキャッシュ
メモリへ連続してレコードを書き込め、あるいはキャッ
シュメモリからレコードを読み出すことができる。
処理が中断したか否かを示すフラグをフィールド(COUNT
フィールド、KEYフィールド、DATAフィールド)毎にＦＢ
ＡブロックのＩＤ部に記録するようにしたから、レコー
ド読み出し時に該フラグを参照することにより、データ
の書き込み中断があったフィールドであるか否かを認識
でき、ＲＥＡ処理命令に対して誤ったデータを上位装置
に転送しないようにできる。本発明によれば、複数のＦ
ＢＡブロックに跨っているレコードをキャッシュメモリ
から読み出し、又は、該メモリへ書き込む際、各ＦＢＡ
ブロックの先頭に配置されているＩＤ部をスキップして
レコードを読み出しあるいは書き込むようにしたから、
上位装置から要求されたレコードが１ＦＢＡブロックサ
イズより長く、複数のＦＢＡブロックに跨る場合であっ
ても、各ブロックのＩＤ部の存在に関係なくキャッシュ
メモリへ連続してレコードを書き込め、あるいはキャッ
シュメモリからレコードを読み出すことができる。
【００７８】本発明によれば、定期的にディスクの状態
を検索するコマンドを発行し、ディスク装置から該コマ
ンドの応答があるか否かにより該ディスク装置が使用可
能状態になったことを認識するようにしたから、ディス
ク制御装置は、レディー状態通知機能を有しないディス
ク装置が配下として接続されてもノットレディーからレ
ディーへの移行を確実に認識することができる。本発明
によれば、ホームアドレスＨＡ及びレコードＲ０が標準
フォーマットを有するものであるか否かを示すフラグを
記憶し、上位装置より所定トラックのホームアドレスＨ
Ａ及びレコードＲ０の読み込み命令が発行された時、該
ＨＡ／Ｒ０部が標準フォーマットを有するものであれ
ば、内部的にホームアドレスＨＡ及びレコードＲ０（擬
似ＨＡ／Ｒ０）を作成して上位装置に転送する。このよ
うにしたから、キャッシュメモリにレコードＲ１から展
開されているトラックに対して、上位装置よりＨＡ／Ｒ
０部の読み込み命令が発行された場合でも、ディスク装
置から該ＨＡ部／Ｒ０部が記録されているＦＢＡブロッ
クを読み出す必要がなく、高速にＨＡ／Ｒ０を上位装置
に転送することができる。
を検索するコマンドを発行し、ディスク装置から該コマ
ンドの応答があるか否かにより該ディスク装置が使用可
能状態になったことを認識するようにしたから、ディス
ク制御装置は、レディー状態通知機能を有しないディス
ク装置が配下として接続されてもノットレディーからレ
ディーへの移行を確実に認識することができる。本発明
によれば、ホームアドレスＨＡ及びレコードＲ０が標準
フォーマットを有するものであるか否かを示すフラグを
記憶し、上位装置より所定トラックのホームアドレスＨ
Ａ及びレコードＲ０の読み込み命令が発行された時、該
ＨＡ／Ｒ０部が標準フォーマットを有するものであれ
ば、内部的にホームアドレスＨＡ及びレコードＲ０（擬
似ＨＡ／Ｒ０）を作成して上位装置に転送する。このよ
うにしたから、キャッシュメモリにレコードＲ１から展
開されているトラックに対して、上位装置よりＨＡ／Ｒ
０部の読み込み命令が発行された場合でも、ディスク装
置から該ＨＡ部／Ｒ０部が記録されているＦＢＡブロッ
クを読み出す必要がなく、高速にＨＡ／Ｒ０を上位装置
に転送することができる。
【００７９】本発明によれば、各トラックのホームアド
レスＨＡ及びレコードＲ０（先頭ＦＢＡブロック）を内
部的に作成してキャッシュメモリに記憶するようにした
から、各トラックのＦＢＡブロックの連続性を確保でき
る。この結果、複数のトラックに渡って連続してＦＢＡ
ブロックを磁気ディスク装置に書き戻すことができる。
本発明によれば、不良トラックと交替トラックの対応を
示すテーブルをディスク制御装置内に設けたから、該テ
ーブルを参照して不良トラックの有無、交替トラックの
アドレスを認識できるため、対象トラックが不良トラッ
クの場合にはテーブルより交替トラックを求め、交替ト
ラックに対して上位装置から指示された処理を直接行う
ようにできる。この結果、不良トラックにアクセスする
ことなく直接交替トラックにアクセスすることができ、
高速アクセスが可能になる。
レスＨＡ及びレコードＲ０（先頭ＦＢＡブロック）を内
部的に作成してキャッシュメモリに記憶するようにした
から、各トラックのＦＢＡブロックの連続性を確保でき
る。この結果、複数のトラックに渡って連続してＦＢＡ
ブロックを磁気ディスク装置に書き戻すことができる。
本発明によれば、不良トラックと交替トラックの対応を
示すテーブルをディスク制御装置内に設けたから、該テ
ーブルを参照して不良トラックの有無、交替トラックの
アドレスを認識できるため、対象トラックが不良トラッ
クの場合にはテーブルより交替トラックを求め、交替ト
ラックに対して上位装置から指示された処理を直接行う
ようにできる。この結果、不良トラックにアクセスする
ことなく直接交替トラックにアクセスすることができ、
高速アクセスが可能になる。
【００８０】本発明によれば、交替トラックとして用い
るトラック（シリンダ）を予め設定し、該各トラックの
先頭ＦＢＡブロックのＩＤ部に、実際に不良トラック
の交替トラックとして使用されているか否かを示すフラ
グ、実際に不良トラックの交替トラックとして用いら
れている場合には、該交替トラックのトラックアドレス
と不良トラックのトラックアドレスを記録する。この結
果、電源が切断されたり、リセットがかかってテーブル
内容がクリアされても、前記各トラックの先頭ＦＢＡブ
ロックを読み取ることにより、不良・交替テーブルＤＡ
Ｔを復元（作成）することができる。
るトラック（シリンダ）を予め設定し、該各トラックの
先頭ＦＢＡブロックのＩＤ部に、実際に不良トラック
の交替トラックとして使用されているか否かを示すフラ
グ、実際に不良トラックの交替トラックとして用いら
れている場合には、該交替トラックのトラックアドレス
と不良トラックのトラックアドレスを記録する。この結
果、電源が切断されたり、リセットがかかってテーブル
内容がクリアされても、前記各トラックの先頭ＦＢＡブ
ロックを読み取ることにより、不良・交替テーブルＤＡ
Ｔを復元（作成）することができる。
【００８１】本発明によれば、上位装置から不良・交替
処理命令を受け付けたとき、該命令により指示された不
良トラックと交替トラックのトラックアドレスの対応を
不良・交替テーブルＤＡＴに記入し、該テーブルを更新
するようにしたから、常にに最新の不良・交替トラック
の対応をテーブルに記憶でき、誤って不良トラックにア
クセスすることはない。
処理命令を受け付けたとき、該命令により指示された不
良トラックと交替トラックのトラックアドレスの対応を
不良・交替テーブルＤＡＴに記入し、該テーブルを更新
するようにしたから、常にに最新の不良・交替トラック
の対応をテーブルに記憶でき、誤って不良トラックにア
クセスすることはない。
【００８２】本発明によれば、全ＦＢＡブロックのＩＤ
部に(1) 正常／不良トラックの別を示すフラグと、(2)
不良の場合には交替トラックのトラックアドレスを含む
情報を記録する。そして、キャッシュメモリに展開され
たＦＢＡブロックのＩＤ部を検査し、該ＦＢＡブロック
が不良トラックに記録されていることが判明すれば、直
ちに交替トラックにヘッドを位置付けして必要なデータ
を読み出してメモリに展開すると共に、新たに判明され
た不良、交替トラックの対応をテーブルＤＡＴに記入す
る、このようにしたから、上位装置からの不良・交替処
理命令に基づいたテーブルＤＡＴの更新に失敗した場合
であっても交替トラックよりデータをメモリに読み出し
て処理でき、しかも、不良・交替テーブルを更新するこ
とができる。
部に(1) 正常／不良トラックの別を示すフラグと、(2)
不良の場合には交替トラックのトラックアドレスを含む
情報を記録する。そして、キャッシュメモリに展開され
たＦＢＡブロックのＩＤ部を検査し、該ＦＢＡブロック
が不良トラックに記録されていることが判明すれば、直
ちに交替トラックにヘッドを位置付けして必要なデータ
を読み出してメモリに展開すると共に、新たに判明され
た不良、交替トラックの対応をテーブルＤＡＴに記入す
る、このようにしたから、上位装置からの不良・交替処
理命令に基づいたテーブルＤＡＴの更新に失敗した場合
であっても交替トラックよりデータをメモリに読み出し
て処理でき、しかも、不良・交替テーブルを更新するこ
とができる。
【図１】本発明の原理説明図である。
【図２】キャッシュメモリを備えたディスク制御装置を
含むシステムの構成図である。
含むシステムの構成図である。
【図３】ＣＡ，ＤＡ，ＲＭの構成図である。
【図４】ＣＫＤフォーマットの説明図である。
【図５】データ読取説明図（リードヒットしない場合）
である。
である。
【図６】データ読取説明図（リードヒットの場合）であ
る。
る。
【図７】データ書き込みの説明図（ライトスルーの場
合）である。
合）である。
【図８】データ書き込みの説明図（ライトヒット、ライ
トバックの場合）である。
トバックの場合）である。
【図９】ＦＢＡフォーマット説明図である。
【図１０】ＣＫＤ・ＦＢＡフォーマット変換説明図であ
る。
る。
【図１１】本発明のシステム構成図である。
【図１２】１ＣＫＤトラック分のＦＢＡブロックの説明
図である。
図である。
【図１３】ＦＢＡフォーマットの説明図である。
【図１４】フォーマット変換のためのキャッシュメモリ
上の展開説明図である。
上の展開説明図である。
【図１５】データ読み取り手順説明図である。
【図１６】データ書替え手順説明図である。
【図１７】キャッシュメモリへのデータアクセス説明図
である。
である。
【図１８】データアクセス制御部の構成図である。
【図１９】書き込み中断フラグを用いたリード／ライト
処理フローである。
処理フローである。
【図２０】状態監視処理フローである。
【図２１】状態監視テーブルの説明図である。
【図２２】リードＨＡ／Ｒ０の処理フローである。
【図２３】連続トラックの書き戻し処理フローである。
【図２４】不良・交替テーブルの構成図である。
【図２５】不良・交替テーブルを用いた処理フローであ
る。
る。
【図２６】不良・交替テーブルの生成処理フローであ
る。
る。
【図２７】不良・交替テーブルの更新処理フローであ
る。
る。
【図２８】不良・交替テーブルが不完全な場合の処理フ
ローである。
ローである。
１１・・上位装置 ３０・・ディスク制御装置 ３１・・チャネルアダプタ ３２・・デバイスアダプタ ３３・・キャッシュメモリ ３４・・キャッシュファンクションエンジン ３５・・リソースマネージャ ３９・・データアクセス制御部 ４０・・ディスク装置
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｇ１１Ｂ 20/12 １０２ 9295−5Ｄ Ｇ１１Ｂ 20/12 １０２
Claims (13)
- 【請求項１】 下位装置を記録形式が可変長（ＣＫＤフ
ォーマット）の入出力装置とみなして入出力命令を発行
する上位装置と、記録形式が固定長（ＦＢＡフォーマッ
ト）のディスク装置との間に設けられ、メモリ上でＣＫ
ＤフォーマットとＦＢＡフォーマットのエミュレーショ
ンを行い、固定長単位でディスク装置にアクセスするデ
ィスク制御装置の制御方法において、 ディスク上の１ＣＫＤトラックを複数個の固定長のＦＢ
Ａブロックに分割し、 先頭のＦＢＡブロックにはＣＫＤトラックのホームアド
レスＨＡとＣＫＤフォーマットを有するレコードＲ0の
みを記録し、 他のＦＢＡブロックには、ＣＫＤフォーマットを有する
レコードＲ1,Ｒ2・・・の各フィールド(COUNTフィールド、
KEYフィールド、DATAフィールド)を記録するディスク制
御装置の制御方法。 - 【請求項２】 各ＦＢＡブロックの先頭位置に設けられ
たＩＤ部に該ＦＢＡブロックに含まれるレコードの番号
と該レコードの位置を記録し、 ディスク制御装置は、上位装置からＣＫＤフォーマット
でヘッド位置付けコマンドが指令された時、該位置付け
コマンドのパラメータ値よりＦＢＡブロック番号を求
め、 該ＦＢＡブロック番号が指示するＦＢＡブロックから該
ＦＢＡブロックが属するＣＫＤトラック内の最後のＦＢ
Ａブロックまでを読み取ってメモリに展開し、 メモリ上で上位装置より指示されたレコードを前記ＩＤ
部の記録情報を参照して検索するディスク制御装置の制
御方法。 - 【請求項３】 上位装置からの書き込み処理が中断した
か否かを示すフラグを各レコードのフィールド毎に前記
ＦＢＡブロックのＩＤ部に記録し、 上位装置よりの読み込み命令の対象であるフィールドの
フラグを参照し、 該フラグが書き込み中断を示していない場合には該フィ
ールドのデータをメモリより読み出して上位装置に転送
し、 該フラグが書き込み中断を示している場合には該フィー
ルドのデータを上位装置に転送しないようにした請求項
２記載のディスク制御装置の制御方法。 - 【請求項４】 複数のＦＢＡブロックに跨っているレコ
ードをメモリから読み出す際、又はメモリへ書き込む
際、各ＦＢＡブロックの先頭に配置されているＩＤ部を
スキップしてレコードをメモリより読み出しあるいは書
き込む手段を設けた請求項２記載のディスク制御装置の
制御方法。 - 【請求項５】 １ＣＫＤトラック分のデータが記憶され
るメモリ上の記憶領域をＦＢＡブロック単位に分割し、
該分割された領域にブロックアドレスＹを付すと共に、
各分割領域内をＩＤ部のサイズ単位で順に内部アドレス
Ｘを付し、 ブロックアドレスＹと内部アドレスＸを指定し、 前記サイズ毎にメモリにレコードを書き込み又はメモリ
からレコードを読み出す毎にアドレスＸをインクリメン
トし、 アドレスＸがゼロになった時、ブロックアドレスをイン
クリメントすると共に、アドレスＸを２インクリメント
することによりＩＤ部の書き込み又は読み出しをスキッ
プすることを特徴とする請求項４記載のディスク制御装
置の制御方法。 - 【請求項６】 電源投入により使用不可能状態から使用
可能状態に移行したとき、使用可能状態になったことを
ディスク制御装置に報告する機能を有しないディスク装
置に対して定期的にディスクの状態を検索するコマンド
を発行し、 ディスク装置から該コマンドの応答があるか否かにより
該ディスク装置が使用可能状態になったことを認識する
請求項２記載のディスク制御装置の制御方法。 - 【請求項７】 ホームアドレスＨＡ及びレコードＲ0が
標準フォーマットを有するものであるか否かを示すフラ
グを記憶し、 上位装置より所定トラックのホームアドレスＨＡ及びレ
コードＲ0の読み込み命令が発行された時、該フラグを
参照し、標準フォーマットを有するものであれば、内部
的にホームアドレスＨＡ及びレコードＲ0を作成して上
位装置に転送する請求項２記載のディスク制御装置の制
御方法。 - 【請求項８】 ホームアドレスＨＡ及びレコードＲ0が
標準フォーマットを有し、かつ、メモリ上にレコードＲ
1から展開されているトラックが連続して複数存在する
場合、各トラックのホームアドレスＨＡ及びレコードＲ
0を内部的に作成して先頭ＦＢＡブロックを生成し、 該生成した先頭ＦＢＡブロックをメモリに記憶すること
により各トラックのＦＢＡブロックの連続性を保証し、 書き込み開始ＦＢＡブロックと書き込みブロック数Ｎを
ディスク装置に指令し、複数のトラックに渡って連続し
てＮ個のＦＢＡブロックを該ディスク装置に書き込む請
求項７記載のディスク制御装置の制御方法。 - 【請求項９】 ディスク装置毎に、不良トラックと交替
トラックの対応を示す制御テーブルをディスク制御装置
内に設け、 上位装置から所定トラックへの処理命令を受信した時、
前記制御テーブルを参照して該トラックが不良トラック
であるか調べ、 不良トラックの場合には交替トラックを制御テーブルよ
り求め、 交替トラックに対して上位装置から指示された処理を行
う請求項２記載のディスク制御装置の制御方法。 - 【請求項１０】 ディスク装置において交替トラックと
して用いるトラックを予め設定し、 前記各トラックの先頭ＦＢＡブロックのＩＤ部に、実
際に不良トラックの交替トラックとして使用されている
か否かを示すフラグ、実際に不良トラックの交替トラ
ックとして用いられている場合には、該交替トラックの
トラックアドレスと不良トラックのトラックアドレスを
記録し、 電源投入された後あるいはリセットされた後、前記トラ
ックの先頭ＦＢＡブロックのＩＤ部に記録されている不
良・交替情報に基づいて前記制御テーブルを作成する請
求項９記載のディスク制御装置の制御方法。 - 【請求項１１】 上位装置から不良・交替処理命令を受
け付けたとき、該命令により指示された不良トラックと
交替トラックのトラックアドレスを前記制御テーブルに
記入する請求項１０記載のディスク制御装置の制御方
法。 - 【請求項１２】 全ＦＢＡブロックのＩＤ部に正常／不
良トラックの別を示すフラグと、不良の場合には交替ト
ラックのトラックアドレスを記録し、 上位装置からの不良・交替処理命令に基づいて該命令で
指示されたトラック上の全ＦＢＡブロックのＩＤ部に不
良／交替情報を記録し、 上位装置よりのアクセス要求により、ディスク装置から
読み取られてメモリに展開された所定トラックのＦＢＡ
ブロックのＩＤ部を検査し、 該ＦＢＡブロックが不良トラックに記録されている場合
には、直ちに交替トラックにヘッドを位置付けして必要
なデータを読み出してメモリに展開する請求項１１記載
のディスク制御装置の制御方法。 - 【請求項１３】 前記ＩＤ部の検査により得られた不良
トラックと交替トラックの対応を前記制御テーブルに記
入する請求項１２記載のディスク制御装置の制御方法。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP04408195A JP3260999B2 (ja) | 1995-03-03 | 1995-03-03 | ディスク制御装置の制御方法 |
| US08/568,131 US5862363A (en) | 1995-03-03 | 1995-12-06 | Method of controlling a disk device by disk control unit |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP04408195A JP3260999B2 (ja) | 1995-03-03 | 1995-03-03 | ディスク制御装置の制御方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH08241174A true JPH08241174A (ja) | 1996-09-17 |
| JP3260999B2 JP3260999B2 (ja) | 2002-02-25 |
Family
ID=36792799
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP04408195A Expired - Fee Related JP3260999B2 (ja) | 1995-03-03 | 1995-03-03 | ディスク制御装置の制御方法 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5862363A (ja) |
| JP (1) | JP3260999B2 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2000007105A1 (fr) * | 1998-07-27 | 2000-02-10 | Hitachi, Ltd. | Systeme informatique |
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|---|---|---|---|---|
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| US6304940B1 (en) * | 1997-08-14 | 2001-10-16 | International Business Machines Corporation | Shared direct access storage system for MVS and FBA processors |
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| JP2000047972A (ja) * | 1998-07-29 | 2000-02-18 | Hitachi Ltd | 入出力制御方式 |
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| US6748486B2 (en) * | 2001-01-04 | 2004-06-08 | International Business Machines Corporation | Method, system, and data structures for superimposing data records in a first data format to memory in a second data format |
| JP4170044B2 (ja) * | 2002-08-16 | 2008-10-22 | 富士通株式会社 | ディスク記憶装置 |
| JP4409262B2 (ja) * | 2003-11-26 | 2010-02-03 | 株式会社日立製作所 | ストレージ制御装置、及びストレージ制御装置の制御方法 |
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|---|---|---|---|---|
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| JP2826857B2 (ja) * | 1989-12-13 | 1998-11-18 | 株式会社日立製作所 | キャッシュ制御方法および制御装置 |
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