JPH11184639A - 計算機システム - Google Patents
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- JPH11184639A JPH11184639A JP9350510A JP35051097A JPH11184639A JP H11184639 A JPH11184639 A JP H11184639A JP 9350510 A JP9350510 A JP 9350510A JP 35051097 A JP35051097 A JP 35051097A JP H11184639 A JPH11184639 A JP H11184639A
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- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
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- 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
- G06F3/0602—Interfaces specially adapted for storage systems specifically adapted to achieve a particular effect
- G06F3/0604—Improving or facilitating administration, e.g. storage management
- G06F3/0607—Improving or facilitating administration, e.g. storage management by facilitating the process of upgrading existing storage systems, e.g. for improving compatibility between host and storage device
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- 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
- G06F3/0628—Interfaces specially adapted for storage systems making use of a particular technique
- G06F3/0638—Organizing or formatting or addressing of data
- G06F3/0643—Management of files
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- G06F3/0628—Interfaces specially adapted for storage systems making use of a particular technique
- G06F3/0655—Vertical data movement, i.e. input-output transfer; data movement between one or more hosts and one or more storage devices
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- 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
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- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
- G06F3/0668—Interfaces specially adapted for storage systems adopting a particular infrastructure
- G06F3/0671—In-line storage system
- G06F3/0673—Single storage device
- G06F3/0674—Disk device
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- Theoretical Computer Science (AREA)
- Human Computer Interaction (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Multi Processors (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】記憶装置に格納するデータ形式が異なるシステ
ムの間で、データの共有を可能にする。 【解決手段】ディスク３１は固定長形式に従うディスク
装置で、記憶装置サブシステム３はホスト１から来たＣ
ＫＤ形式のレコードを固定長単位に整形して格納する。
形式変換プログラム２４ではディスク３１の固定長ブロ
ックを読み出して、整形して格納されているＣＫＤ形式
のデータを抽出し、ファイル管理情報など、ファイルシ
ステムにアクセスするための情報を取り出し、アクセス
する。さらに、ディスク３１へのデータ書き込み時に
は、形式変換プログラム２４内部で、記憶装置サブシス
テムがホスト２から受けとったデータをディスク３１に
書き込むのと同じ形式に整形したデータ列を作成して、
固定長形式で書き込む。
ムの間で、データの共有を可能にする。 【解決手段】ディスク３１は固定長形式に従うディスク
装置で、記憶装置サブシステム３はホスト１から来たＣ
ＫＤ形式のレコードを固定長単位に整形して格納する。
形式変換プログラム２４ではディスク３１の固定長ブロ
ックを読み出して、整形して格納されているＣＫＤ形式
のデータを抽出し、ファイル管理情報など、ファイルシ
ステムにアクセスするための情報を取り出し、アクセス
する。さらに、ディスク３１へのデータ書き込み時に
は、形式変換プログラム２４内部で、記憶装置サブシス
テムがホスト２から受けとったデータをディスク３１に
書き込むのと同じ形式に整形したデータ列を作成して、
固定長形式で書き込む。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、情報処理システム
などにおける記憶装置システムに係り、特に、複数のデ
ータ形式に従うインタフェースを有する記憶装置サブシ
ステムを備えた計算機システムに関する。
などにおける記憶装置システムに係り、特に、複数のデ
ータ形式に従うインタフェースを有する記憶装置サブシ
ステムを備えた計算機システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、パソコンやワークステーションな
どの小型計算機を使用して、従来メインフレームで行わ
れてきた業務を行う「ダウンサイジング」が盛んに行わ
れている。メインフレームには、従来から行われてきた
業務により大量の情報が蓄積されており、メインフレー
ムで蓄積された情報を小型コンピュータからもアクセス
したいという要求がある。従来、異なるオペレーティン
グシステムの間でのファイルの共用あるいはファイル変
換に関して、例えばワークステーション上のオペレーテ
ィングシステムから、パーソナルコンピュータ用のオペ
レーティングシステムで作成したファイルシステムのフ
ァイルをアクセスするための技術が知られている。パー
ソナルコンピュータのファイルシステムは、ファイルの
フォーマットやファイル管理情報の位置などの情報が一
般に公開されているものがあり、この技術では、ワーク
ステーション上でパーソナルコンピュータのファイルフ
ォーマットを解釈して、ファイルをアクセスする処理を
ワークステーションのオペレーティングシステムの機能
に取り込んでいる。
どの小型計算機を使用して、従来メインフレームで行わ
れてきた業務を行う「ダウンサイジング」が盛んに行わ
れている。メインフレームには、従来から行われてきた
業務により大量の情報が蓄積されており、メインフレー
ムで蓄積された情報を小型コンピュータからもアクセス
したいという要求がある。従来、異なるオペレーティン
グシステムの間でのファイルの共用あるいはファイル変
換に関して、例えばワークステーション上のオペレーテ
ィングシステムから、パーソナルコンピュータ用のオペ
レーティングシステムで作成したファイルシステムのフ
ァイルをアクセスするための技術が知られている。パー
ソナルコンピュータのファイルシステムは、ファイルの
フォーマットやファイル管理情報の位置などの情報が一
般に公開されているものがあり、この技術では、ワーク
ステーション上でパーソナルコンピュータのファイルフ
ォーマットを解釈して、ファイルをアクセスする処理を
ワークステーションのオペレーティングシステムの機能
に取り込んでいる。
【０００３】メインフレームのファイルシステムにも、
ファイル形式が一般に公開されているものがあるので、
従来の技術のようにメインフレームのファイルフォーマ
ットをオープンシステム上で解釈させれば、ファイル共
用が可能だが、メインフレームは伝統的にディスクアク
セスをカウントキーデータ形式（以下ＣＫＤ形式）にし
たがって行ってきたのに対し、オープンシステムはディ
スクアクセスを固定長データ形式（以下ＦＢＡ形式）で
行う。このため、メインフレームとオープンシステムで
のファイル共有実現を行うにはデータ形式の違いを吸収
する必要がある。特開平09-258908 では、このデータ形
式の違いを吸収する技術を示しており、それでは、記憶
装置に書き込まれたカウントキーデータ形式のレコード
をオープンシステム側が読み出すと、特定の形式に整形
された固定長形式に見せる仕組みを有する記憶装置と、
オープンシステム側には、その特定の形式に整形された
固定長形式データを解釈してデータ部分を取り出す手段
を用意することで、メインフレームが記憶装置に書き込
んだデータセットをオープンシステムから読み出すこと
ができる。
ファイル形式が一般に公開されているものがあるので、
従来の技術のようにメインフレームのファイルフォーマ
ットをオープンシステム上で解釈させれば、ファイル共
用が可能だが、メインフレームは伝統的にディスクアク
セスをカウントキーデータ形式（以下ＣＫＤ形式）にし
たがって行ってきたのに対し、オープンシステムはディ
スクアクセスを固定長データ形式（以下ＦＢＡ形式）で
行う。このため、メインフレームとオープンシステムで
のファイル共有実現を行うにはデータ形式の違いを吸収
する必要がある。特開平09-258908 では、このデータ形
式の違いを吸収する技術を示しており、それでは、記憶
装置に書き込まれたカウントキーデータ形式のレコード
をオープンシステム側が読み出すと、特定の形式に整形
された固定長形式に見せる仕組みを有する記憶装置と、
オープンシステム側には、その特定の形式に整形された
固定長形式データを解釈してデータ部分を取り出す手段
を用意することで、メインフレームが記憶装置に書き込
んだデータセットをオープンシステムから読み出すこと
ができる。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】特開平09-258908 では
オープンシステムからメインフレームのデータセットを
読み出す方法については示されているが、メインフレー
ムのファイルシステムに対してライトする方法について
は示されていない。オープンシステム側ではＣＫＤ形式
データにあるカウント部の概念はなく、さらにその中に
記述されるシリンダ、ヘッドの概念もない。そのためオ
ープンシステム側からＣＫＤ形式のデータを書き込むに
は、オープンシステム側でカウント部を作成する手段が
必要となる。さらに、オープンシステム側で書き込んだ
データセットをメインフレーム側で読み出せるために、
メインフレーム側の作成したファイルシステムの管理情
報などを更新する必要もあり、特開平09-258908 の方法
では対応できない。
オープンシステムからメインフレームのデータセットを
読み出す方法については示されているが、メインフレー
ムのファイルシステムに対してライトする方法について
は示されていない。オープンシステム側ではＣＫＤ形式
データにあるカウント部の概念はなく、さらにその中に
記述されるシリンダ、ヘッドの概念もない。そのためオ
ープンシステム側からＣＫＤ形式のデータを書き込むに
は、オープンシステム側でカウント部を作成する手段が
必要となる。さらに、オープンシステム側で書き込んだ
データセットをメインフレーム側で読み出せるために、
メインフレーム側の作成したファイルシステムの管理情
報などを更新する必要もあり、特開平09-258908 の方法
では対応できない。
【０００５】本発明の目的は、ディスク装置に、ＣＫＤ
形式に従うインタフェースと、ＦＢＡ形式に従うインタ
フェースの両方を持たせ、オープンシステムからメイン
フレームのファイルシステム内データの書き込みを行わ
せることにある。
形式に従うインタフェースと、ＦＢＡ形式に従うインタ
フェースの両方を持たせ、オープンシステムからメイン
フレームのファイルシステム内データの書き込みを行わ
せることにある。
【０００６】
【課題を解決するための手段】上記課題を解決するため
の計算機システムの構成を以下に示す。本発明における
計算機システムは、第1 の計算機と、第2 の計算機と、
前記複数の計算機に接続する複数のインタフェースを有
する記憶装置サブシステムとで構成される。第1 の計算
機は記憶装置サブシステムへのアクセスをカウントキー
データ形式に従って行い、第2 の計算機は固定長ブロッ
ク形式で記憶装置サブシステムにアクセスする。第2 の
計算機は、第1 の計算機が前記記憶装置サブシステム内
に書き込んだカウントキーデータ形式のレコードを、固
定長ブロック形式に従うインタフェースを介してアクセ
スする手段と、前記手段で読み出したレコードからユー
ザデータだけを取り出す手段と、第1 の計算機が記憶装
置サブシステム内に作成したレコードに書かれた、ファ
イルシステムなどの管理情報を解釈し、利用する手段を
持つ。さらに、前記第2 の計算機は、ライトデータをカ
ウントキーデータ形式のレコードに変換し、固定長ブロ
ック形式に従うインタフェースから記憶装置サブシステ
ムへ書き込む手段をもつ。
の計算機システムの構成を以下に示す。本発明における
計算機システムは、第1 の計算機と、第2 の計算機と、
前記複数の計算機に接続する複数のインタフェースを有
する記憶装置サブシステムとで構成される。第1 の計算
機は記憶装置サブシステムへのアクセスをカウントキー
データ形式に従って行い、第2 の計算機は固定長ブロッ
ク形式で記憶装置サブシステムにアクセスする。第2 の
計算機は、第1 の計算機が前記記憶装置サブシステム内
に書き込んだカウントキーデータ形式のレコードを、固
定長ブロック形式に従うインタフェースを介してアクセ
スする手段と、前記手段で読み出したレコードからユー
ザデータだけを取り出す手段と、第1 の計算機が記憶装
置サブシステム内に作成したレコードに書かれた、ファ
イルシステムなどの管理情報を解釈し、利用する手段を
持つ。さらに、前記第2 の計算機は、ライトデータをカ
ウントキーデータ形式のレコードに変換し、固定長ブロ
ック形式に従うインタフェースから記憶装置サブシステ
ムへ書き込む手段をもつ。
【０００７】また、第2 の計算機の書き込み手段は、デ
ータ書き込みの際に、第1 の計算機が前記記憶装置サブ
システムに書き込んだファイルの管理情報を参照して、
そのファイルのデータ形式を解釈し、そのファイルのデ
ータ形式に従ったレコードを書き込む。また、第２の計
算機の書き込みの完了とともに、このファイルの管理情
報を書き換えることにより、第2 の計算機が書き込んだ
レコードを第1 の計算機から読み出すことを可能にす
る。
ータ書き込みの際に、第1 の計算機が前記記憶装置サブ
システムに書き込んだファイルの管理情報を参照して、
そのファイルのデータ形式を解釈し、そのファイルのデ
ータ形式に従ったレコードを書き込む。また、第２の計
算機の書き込みの完了とともに、このファイルの管理情
報を書き換えることにより、第2 の計算機が書き込んだ
レコードを第1 の計算機から読み出すことを可能にす
る。
【０００８】また、本発明における計算機システムの記
憶装置サブシステムはカウントキーデータ形式のシリン
ダ番号、ヘッド番号とで指定されるアドレスと、固定長
ブロック形式の論理ブロック番号で指定されるアドレス
とが１対１で対応しており、第２の計算機の書き込み手
段は、書き込み要求のあったデータをカウントキーデー
タ形式のレコードとして扱い、書き込み位置のアドレス
を用いてカウントキーデータ形式レコードのカウント部
を作成してカウントキーデータ形式のレコードに変換
し、記憶装置サブシステムへの書き込みはシリンダ番
号、ヘッド番号から、対応する固定長形式の論理ブロッ
ク番号を算出して、論理ブロック番号で記憶装置サブシ
ステムにアクセスする。
憶装置サブシステムはカウントキーデータ形式のシリン
ダ番号、ヘッド番号とで指定されるアドレスと、固定長
ブロック形式の論理ブロック番号で指定されるアドレス
とが１対１で対応しており、第２の計算機の書き込み手
段は、書き込み要求のあったデータをカウントキーデー
タ形式のレコードとして扱い、書き込み位置のアドレス
を用いてカウントキーデータ形式レコードのカウント部
を作成してカウントキーデータ形式のレコードに変換
し、記憶装置サブシステムへの書き込みはシリンダ番
号、ヘッド番号から、対応する固定長形式の論理ブロッ
ク番号を算出して、論理ブロック番号で記憶装置サブシ
ステムにアクセスする。
【０００９】また、本発明における計算機システムの記
憶装置サブシステムは、固定長ブロック形式に従う記憶
方式の記憶装置を有し、第1 の計算機がカウントキーデ
ータ形式インタフェースを介して書き込んだレコード
を、定められた形式で固定長ブロック形式のデータ列に
変換して記憶装置に書き込む手段を有する。また、第2
の計算機の書き込み手段は記憶装置サブシステムがレコ
ードを固定長ブロック形式のデータ列に変換する手段と
同様の手段を有し、変換した固定長ブロック形式のデー
タ列を固定長ブロック形式に従うインタフェースを介し
て記憶装置サブシステムに書き込む。
憶装置サブシステムは、固定長ブロック形式に従う記憶
方式の記憶装置を有し、第1 の計算機がカウントキーデ
ータ形式インタフェースを介して書き込んだレコード
を、定められた形式で固定長ブロック形式のデータ列に
変換して記憶装置に書き込む手段を有する。また、第2
の計算機の書き込み手段は記憶装置サブシステムがレコ
ードを固定長ブロック形式のデータ列に変換する手段と
同様の手段を有し、変換した固定長ブロック形式のデー
タ列を固定長ブロック形式に従うインタフェースを介し
て記憶装置サブシステムに書き込む。
【００１０】また、上記書き込み手段は、カウントキー
データ形式のレコードを固定長ブロックの大きさに分割
して書き込みを行う。レコードの終端が固定長ブロック
の大きさに満たないデータになった場合には、データの
直後にあらかじめ定められたデータ列を付加することで
固定長ブロックの大きさに矯正し、記憶装置サブシステ
ムに書き込む。
データ形式のレコードを固定長ブロックの大きさに分割
して書き込みを行う。レコードの終端が固定長ブロック
の大きさに満たないデータになった場合には、データの
直後にあらかじめ定められたデータ列を付加することで
固定長ブロックの大きさに矯正し、記憶装置サブシステ
ムに書き込む。
【００１１】
【発明の実施の形態】図１に本発明を適用した計算機シ
ステムの構成例を示す。計算機システムは、ホスト１、
ホスト２、そしてホスト１とホスト２に接続される記憶
装置サブシステム３から構成される。
ステムの構成例を示す。計算機システムは、ホスト１、
ホスト２、そしてホスト１とホスト２に接続される記憶
装置サブシステム３から構成される。
【００１２】ホスト１は、記憶装置サブシステム３との
間のインタフェースとしてカウントキーデータ形式（以
下、ＣＫＤ形式）に従うＣＫＤインタフェース１１を有
し、オペレーティングシステム１２によって制御され
る。さらに、アプリケーションプログラム１３が存在
し、オペレーティングシステム１２上で動作する。メモ
リ、ＣＰＵなど計算機において必ず存在する構成要素も
存在するが、実施形態の説明において、あまり重要では
ないため、ここでは明記しない。
間のインタフェースとしてカウントキーデータ形式（以
下、ＣＫＤ形式）に従うＣＫＤインタフェース１１を有
し、オペレーティングシステム１２によって制御され
る。さらに、アプリケーションプログラム１３が存在
し、オペレーティングシステム１２上で動作する。メモ
リ、ＣＰＵなど計算機において必ず存在する構成要素も
存在するが、実施形態の説明において、あまり重要では
ないため、ここでは明記しない。
【００１３】一方ホスト２は記憶装置サブシステム３と
接続するためのインタフェースとして固定長ブロック形
式に従う固定長インタフェース２１を有し、オペレーテ
ィングシステム２２によって制御される。さらにオペレ
ーティングシステム２２上で動作する、アプリケーショ
ンプログラム２３と形式変換プログラム２４が存在す
る。
接続するためのインタフェースとして固定長ブロック形
式に従う固定長インタフェース２１を有し、オペレーテ
ィングシステム２２によって制御される。さらにオペレ
ーティングシステム２２上で動作する、アプリケーショ
ンプログラム２３と形式変換プログラム２４が存在す
る。
【００１４】記憶装置サブシステム３は、ディスク３
１、ホスト１と接続するＣＫＤインタフェース３２、ホ
スト２と接続する固定長インタフェース３３から構成さ
れる。
１、ホスト１と接続するＣＫＤインタフェース３２、ホ
スト２と接続する固定長インタフェース３３から構成さ
れる。
【００１５】固定長形式では、各データはブロックと呼
ばれる領域に格納される。各ブロックは例えば５１２バ
イトなどの固定長である。各ブロックにはブロック番号
（以下ＬＢＡ）を指定してアクセスする。
ばれる領域に格納される。各ブロックは例えば５１２バ
イトなどの固定長である。各ブロックにはブロック番号
（以下ＬＢＡ）を指定してアクセスする。
【００１６】一方ＣＫＤ形式では、シリンダ番号（Ｃ
Ｃ）、ヘッド番号（ＨＨ）、レコード番号（Ｒ）を指定
してレコードにアクセスする。アクセスの最小単位はレ
コードである。以下、シリンダ番号、ヘッド番号、レコ
ード番号で表されるレコードアドレスをＣＣＨＨＲ、シ
リンダ番号、ヘッド番号で表されるトラックのアドレス
をＣＣＨＨと呼ぶ。ＣＫＤ形式は、カウント部（以下Ｃ
部）、キー部（以下Ｋ部）、データ部（以下Ｄ部）で１
つのレコードを形成する。Ｃ部にはＣＣＨＨＲと、Ｋ
部、Ｄ部の長さが入り、常に固定長である。Ｋ、Ｄ部は
可変長で、Ｃ部に記された長さを有する。レコードが複
数集まって、１つのトラックを形成するが、トラックの
長さは固定長のため、各レコードの長さが異なる場合、
１トラックに入るレコード数はそれぞれのトラックによ
って異なる。各トラックに入っているレコード数の情報
やレコードの位置は管理されておらず、トラックの途中
にあるレコードにアクセスしたい場合にはトラックの先
頭レコードから順にカウント部を読み出し、次レコード
の位置を知る必要がある。
Ｃ）、ヘッド番号（ＨＨ）、レコード番号（Ｒ）を指定
してレコードにアクセスする。アクセスの最小単位はレ
コードである。以下、シリンダ番号、ヘッド番号、レコ
ード番号で表されるレコードアドレスをＣＣＨＨＲ、シ
リンダ番号、ヘッド番号で表されるトラックのアドレス
をＣＣＨＨと呼ぶ。ＣＫＤ形式は、カウント部（以下Ｃ
部）、キー部（以下Ｋ部）、データ部（以下Ｄ部）で１
つのレコードを形成する。Ｃ部にはＣＣＨＨＲと、Ｋ
部、Ｄ部の長さが入り、常に固定長である。Ｋ、Ｄ部は
可変長で、Ｃ部に記された長さを有する。レコードが複
数集まって、１つのトラックを形成するが、トラックの
長さは固定長のため、各レコードの長さが異なる場合、
１トラックに入るレコード数はそれぞれのトラックによ
って異なる。各トラックに入っているレコード数の情報
やレコードの位置は管理されておらず、トラックの途中
にあるレコードにアクセスしたい場合にはトラックの先
頭レコードから順にカウント部を読み出し、次レコード
の位置を知る必要がある。
【００１７】また、トラックが複数集まって、１つのシ
リンダを形成する。１つのシリンダあたりのトラック数
は一定である。
リンダを形成する。１つのシリンダあたりのトラック数
は一定である。
【００１８】図２Ａは、一般的なＣＫＤディスク装置に
おけるトラック上のデータ配置を、図２ＢはＣＫＤ形式
のデータを本実施形態の記憶装置サブシステム３に格納
する場合のデータ形式を示す。ディスク３１は固定長デ
ータ形式に従うものを使用し、ＣＫＤ形式のデータを固
定長データ形式に変換して格納している。
おけるトラック上のデータ配置を、図２ＢはＣＫＤ形式
のデータを本実施形態の記憶装置サブシステム３に格納
する場合のデータ形式を示す。ディスク３１は固定長デ
ータ形式に従うものを使用し、ＣＫＤ形式のデータを固
定長データ形式に変換して格納している。
【００１９】ＨＡ（５１）はホームアドレスで、トラッ
クの状態などを示す。Ｒ０Ｃ（５２）はレコード０のカ
ウント部、Ｒ０Ｄ（５３）はレコード０のデータ部で、
ユーザデータを格納することはできない。Ｒ１Ｃ（５
４）、Ｒ１Ｋ（５５）、Ｒ１Ｄ（５６）はそれぞれレコ
ード１のカウント部、キー部、データ部である。それぞ
れのフィールドの間にはギャップと呼ばれる一定の長さ
を持った、データの格納されない領域が存在し、それぞ
れの区切りとなっている。また、Ｃ部、Ｋ部、Ｄ部の終
端にはＥＣＣコード（６０）（誤り訂正符号）が付加さ
れている。Ｃ部の内容、ＥＣＣコード、ギャップはディ
スク装置内部で作られる。
クの状態などを示す。Ｒ０Ｃ（５２）はレコード０のカ
ウント部、Ｒ０Ｄ（５３）はレコード０のデータ部で、
ユーザデータを格納することはできない。Ｒ１Ｃ（５
４）、Ｒ１Ｋ（５５）、Ｒ１Ｄ（５６）はそれぞれレコ
ード１のカウント部、キー部、データ部である。それぞ
れのフィールドの間にはギャップと呼ばれる一定の長さ
を持った、データの格納されない領域が存在し、それぞ
れの区切りとなっている。また、Ｃ部、Ｋ部、Ｄ部の終
端にはＥＣＣコード（６０）（誤り訂正符号）が付加さ
れている。Ｃ部の内容、ＥＣＣコード、ギャップはディ
スク装置内部で作られる。
【００２０】記憶装置サブシステム３では、全トラック
のＨＡ（５１）、Ｒ０Ｃ（５２）、Ｒ０Ｄ（５３）を別
領域にまとめて格納し、固定長インタフェース３３を介
しては、ＨＡ（５１）、Ｒ０Ｃ（５２）、Ｒ０Ｄ（５
３）は見えないようにしてある。固定長インタフェース
３３からＬＢＡ０（６１）にアクセスすると、シリンダ
番号０、ヘッド番号０、レコード番号１の先頭にアクセ
スすることになる。図２のＲ１Ｄのようにレコードが１
ブロックを越える大きさのときは、次のブロックである
ＬＢＡ１（６２）に連続して書き込まれる。また、Ｃ、
Ｋ、Ｄ部間のレコード内のギャップは存在しない。レコ
ードの大きさは必ずしも固定長ブロックの境界と一致し
ないため、レコードの終端から、ブロックの終端までは
空白（６５）を入れ、０を並べてギャップの代わりとす
る。そしてレコード２は次のブロックであるＬＢＡ２
（６３）から始まる。ホスト１が記憶装置サブシステム
３に対してレコード書き込みを行う場合、ＣＫＤインタ
フェース３２でＣ部、ＣＫＤ部の終端に付加されるＥＣ
Ｃコードを作成し、固定長ブロックの大きさになるよう
に空白６５を追加してディスク３１へ書き込みを行う。
空白の内容は、何でも構わないが、本実施例では０を入
れることとする。読み出しの際には、ＣＫＤインタフェ
ース３２が固定長のブロックを読み出してＫ部、Ｄ部を
抽出してホスト１に渡すので、ホスト１は書き込みデー
タの形式やディスク３１のどのブロックにレコードが書
き込まれているかなどは考慮しなくて良い。一方ホスト
２が記憶装置サブシステム３から読み出しを行う場合、
例えば図２ＢのＬＢＡ０を読み込むと、ブロックの大き
さでしか読み出せないため、ＬＢＡ０の内容すべて、す
なわちＣ部やＥＣＣを含んだ内容がホスト２に転送され
る。書き込みの場合もホスト２から転送したデータがそ
のままＬＢＡ０に書き込まれる。
のＨＡ（５１）、Ｒ０Ｃ（５２）、Ｒ０Ｄ（５３）を別
領域にまとめて格納し、固定長インタフェース３３を介
しては、ＨＡ（５１）、Ｒ０Ｃ（５２）、Ｒ０Ｄ（５
３）は見えないようにしてある。固定長インタフェース
３３からＬＢＡ０（６１）にアクセスすると、シリンダ
番号０、ヘッド番号０、レコード番号１の先頭にアクセ
スすることになる。図２のＲ１Ｄのようにレコードが１
ブロックを越える大きさのときは、次のブロックである
ＬＢＡ１（６２）に連続して書き込まれる。また、Ｃ、
Ｋ、Ｄ部間のレコード内のギャップは存在しない。レコ
ードの大きさは必ずしも固定長ブロックの境界と一致し
ないため、レコードの終端から、ブロックの終端までは
空白（６５）を入れ、０を並べてギャップの代わりとす
る。そしてレコード２は次のブロックであるＬＢＡ２
（６３）から始まる。ホスト１が記憶装置サブシステム
３に対してレコード書き込みを行う場合、ＣＫＤインタ
フェース３２でＣ部、ＣＫＤ部の終端に付加されるＥＣ
Ｃコードを作成し、固定長ブロックの大きさになるよう
に空白６５を追加してディスク３１へ書き込みを行う。
空白の内容は、何でも構わないが、本実施例では０を入
れることとする。読み出しの際には、ＣＫＤインタフェ
ース３２が固定長のブロックを読み出してＫ部、Ｄ部を
抽出してホスト１に渡すので、ホスト１は書き込みデー
タの形式やディスク３１のどのブロックにレコードが書
き込まれているかなどは考慮しなくて良い。一方ホスト
２が記憶装置サブシステム３から読み出しを行う場合、
例えば図２ＢのＬＢＡ０を読み込むと、ブロックの大き
さでしか読み出せないため、ＬＢＡ０の内容すべて、す
なわちＣ部やＥＣＣを含んだ内容がホスト２に転送され
る。書き込みの場合もホスト２から転送したデータがそ
のままＬＢＡ０に書き込まれる。
【００２１】トラック長はブロック長の整数倍となって
おり、すべてのトラックが同数のブロックで構成され
る。トラック内レコードの終端が、トラックの終端に一
致しない場合は、トラックの終端まで０を入れて空白を
つくり、全トラックが同じブロック数を占めるようにす
る。さらに各シリンダも同数のトラックで構成される。
おり、すべてのトラックが同数のブロックで構成され
る。トラック内レコードの終端が、トラックの終端に一
致しない場合は、トラックの終端まで０を入れて空白を
つくり、全トラックが同じブロック数を占めるようにす
る。さらに各シリンダも同数のトラックで構成される。
【００２２】そのため、ＣＣＨＨＲ= （Ｃ, Ｈ, １）の
先頭にアクセスするには、ＬＢＡは ＬＢＡ＝（Ｃ×１シリンダ内トラック数＋Ｈ）×１トラック内ブロック
数．．． （式１） で算出できる。
先頭にアクセスするには、ＬＢＡは ＬＢＡ＝（Ｃ×１シリンダ内トラック数＋Ｈ）×１トラック内ブロック
数．．． （式１） で算出できる。
【００２３】図３は、ホスト１がディスク３１上に作成
したファイルシステムの情報とファイル（データセッ
ト）を示す。ディスク３１上の特定位置にはボリューム
ラベル７１があり、ボリュームラベル７１には、ＶＴＯ
Ｃ７２（Ｖｏｌｕｍｅ Ｔａｂｌｅ Ｏｆ Ｃｏｎｔｅ
ｎｔｓ）の書かれているアドレスがＣＣＨＨＲで記され
ている。ＶＴＯＣ７２にはそのディスク３１に書かれて
いるデータセットの管理情報が全て記録されており、例
えばキー部４４バイト、データ部９６バイトのレコード
の集まりになっている。キー部にデータセット名が記さ
れ、データ部にはそのデータセットの格納される位置情
報などが記録される。位置情報として、レコード長、エ
クステントのある位置、エクステント内に書かれている
最終レコードの位置を記録している。このデータセット
１つ分の情報をＤＳＣＢと呼ぶ。
したファイルシステムの情報とファイル（データセッ
ト）を示す。ディスク３１上の特定位置にはボリューム
ラベル７１があり、ボリュームラベル７１には、ＶＴＯ
Ｃ７２（Ｖｏｌｕｍｅ Ｔａｂｌｅ Ｏｆ Ｃｏｎｔｅ
ｎｔｓ）の書かれているアドレスがＣＣＨＨＲで記され
ている。ＶＴＯＣ７２にはそのディスク３１に書かれて
いるデータセットの管理情報が全て記録されており、例
えばキー部４４バイト、データ部９６バイトのレコード
の集まりになっている。キー部にデータセット名が記さ
れ、データ部にはそのデータセットの格納される位置情
報などが記録される。位置情報として、レコード長、エ
クステントのある位置、エクステント内に書かれている
最終レコードの位置を記録している。このデータセット
１つ分の情報をＤＳＣＢと呼ぶ。
【００２４】データセットはエクステントと呼ばれる領
域に置かれる。エクステントは複数トラックが集まった
連続領域で、１つのデータセットにつき、１つの場合も
あれば、２つ以上存在することもある。エクステント複
数ある場合、各エクステントが連続した領域に存在して
いる必要はない。
域に置かれる。エクステントは複数トラックが集まった
連続領域で、１つのデータセットにつき、１つの場合も
あれば、２つ以上存在することもある。エクステント複
数ある場合、各エクステントが連続した領域に存在して
いる必要はない。
【００２５】ホスト１のアプリケーションプログラム１
３がデータセットを読み出す場合、ＶＴＯＣ７２内の、
該当するデータセット名の位置情報から、アクセスの開
始位置、最終レコードの位置を取り出し、それによって
読み出し位置のＣＣＨＨＲを決定して読み込みを行う。
これらの処理はオペレーティングシステム１２が行う。
また、ディスク３１内のデータにはＣ部や、ＥＣＣなど
のホスト１にとっては不要な情報が含まれるが、それら
の部分はＣＫＤインタフェース１１、ＣＫＤインタフェ
ース３２で取り除かれ、ホスト１のオペレーティングシ
ステム１２には、Ｋ部、Ｄ部の実データだけが渡され、
余計な情報は渡されない。
３がデータセットを読み出す場合、ＶＴＯＣ７２内の、
該当するデータセット名の位置情報から、アクセスの開
始位置、最終レコードの位置を取り出し、それによって
読み出し位置のＣＣＨＨＲを決定して読み込みを行う。
これらの処理はオペレーティングシステム１２が行う。
また、ディスク３１内のデータにはＣ部や、ＥＣＣなど
のホスト１にとっては不要な情報が含まれるが、それら
の部分はＣＫＤインタフェース１１、ＣＫＤインタフェ
ース３２で取り除かれ、ホスト１のオペレーティングシ
ステム１２には、Ｋ部、Ｄ部の実データだけが渡され、
余計な情報は渡されない。
【００２６】一方、ホスト２のオペレーティングシステ
ム２２ではホスト１のファイルシステムの構造を知らな
いだけでなく、ＣＫＤ形式のデータがディスク３１にど
のように記憶されているかも知らないため、ホスト２の
ファイルシステムにアクセスするのと同じ方法ではアク
セスできない。そこで、形式変換プログラム２４を用意
し、ホスト２のアプリケーションプログラム２３は形式
変換プログラム２４を用いてホスト１のデータセットに
アクセスする。形式変換プログラム２４は、記憶装置サ
ブシステム３がＣＫＤ形式のデータをディスク３１に書
き込む、またはディスク３１に書き込まれたＣＫＤ形式
のデータを取り出す方法と同じ方法を持っており、記憶
装置サブシステム３からブロック単位にデータを読み出
し、図２Ｂのような形式のデータから実データ部分を取
り出す仕組みと、アプリケーションプログラム２３から
渡されたデータをレコードとみなして、ＣＫＤレコード
に変換し、さらにそのＣＫＤレコードをＦＢＡ形式に変
換してディスク３１に書き込む仕組みとを有する。さら
に、ＶＴＯＣ７２に書かれているデータセットの管理情
報を解釈して、データセットの書かれている位置を知る
仕組みを持つ。以下、形式変換プログラム２４がデータ
セットへの書き込みを行う時の流れを、オープン処理、
ライト処理、クローズ処理の３つに分けて、フローチャ
ートにて説明する。
ム２２ではホスト１のファイルシステムの構造を知らな
いだけでなく、ＣＫＤ形式のデータがディスク３１にど
のように記憶されているかも知らないため、ホスト２の
ファイルシステムにアクセスするのと同じ方法ではアク
セスできない。そこで、形式変換プログラム２４を用意
し、ホスト２のアプリケーションプログラム２３は形式
変換プログラム２４を用いてホスト１のデータセットに
アクセスする。形式変換プログラム２４は、記憶装置サ
ブシステム３がＣＫＤ形式のデータをディスク３１に書
き込む、またはディスク３１に書き込まれたＣＫＤ形式
のデータを取り出す方法と同じ方法を持っており、記憶
装置サブシステム３からブロック単位にデータを読み出
し、図２Ｂのような形式のデータから実データ部分を取
り出す仕組みと、アプリケーションプログラム２３から
渡されたデータをレコードとみなして、ＣＫＤレコード
に変換し、さらにそのＣＫＤレコードをＦＢＡ形式に変
換してディスク３１に書き込む仕組みとを有する。さら
に、ＶＴＯＣ７２に書かれているデータセットの管理情
報を解釈して、データセットの書かれている位置を知る
仕組みを持つ。以下、形式変換プログラム２４がデータ
セットへの書き込みを行う時の流れを、オープン処理、
ライト処理、クローズ処理の３つに分けて、フローチャ
ートにて説明する。
【００２７】図４は、形式変換プログラム２４がデータ
セットのオープンを行う処理のフローチャートである。
セットのオープンを行う処理のフローチャートである。
【００２８】形式変換プログラム２４は１トラック分の
データを保持するトラックバッファと、ＤＳＣＢ１個分
に相当するブロックのデータを保持するブロックバッフ
ァ、アクセス対象となるデータセットのトラック番号と
レコード番号の組（これをレコードポインタと呼ぶ）、
レコードポインタの示すレコード番号の、トラックバッ
ファ内における位置を示すポインタ（これをバッファポ
インタと呼ぶ）を保持する。オープン処理ではまず、ボ
リュームラベル７１のおかれているトラックを読んでＶ
ＴＯＣの位置を調べる。ボリュームラベル７１は常に固
定位置に存在し、形式変換プログラム２４はボリューム
ラベル７１のディスク３１上の位置をあらかじめＣＣＨ
ＨＲで知っている。例えばシリンダ番号０、ヘッド番号
０、レコード番号３に存在するとすると、シリンダ番号
０、ヘッド番号０に相当するＬＢＡ、すなわちＬＢＡ番
号０を式１から計算し（ステップ１０１）、その位置か
らブロックを１トラック分トラックバッファに読み込む
（ステップ１０２）。次に、読み込んだブロックの先頭
に位置するレコード１のＣ部から、レコード１のＫ、Ｄ
部の長さを調べることにより、レコード２の格納されて
いるブロック位置がわかる（ステップ１０３）。後は再
び、レコード２の先頭を読んでＣ部から、Ｋ、Ｄ部の長
さを得て、レコード３のブロック位置を調べる（ステッ
プ１０４）。これによりレコード３のＤ部がわかる。
データを保持するトラックバッファと、ＤＳＣＢ１個分
に相当するブロックのデータを保持するブロックバッフ
ァ、アクセス対象となるデータセットのトラック番号と
レコード番号の組（これをレコードポインタと呼ぶ）、
レコードポインタの示すレコード番号の、トラックバッ
ファ内における位置を示すポインタ（これをバッファポ
インタと呼ぶ）を保持する。オープン処理ではまず、ボ
リュームラベル７１のおかれているトラックを読んでＶ
ＴＯＣの位置を調べる。ボリュームラベル７１は常に固
定位置に存在し、形式変換プログラム２４はボリューム
ラベル７１のディスク３１上の位置をあらかじめＣＣＨ
ＨＲで知っている。例えばシリンダ番号０、ヘッド番号
０、レコード番号３に存在するとすると、シリンダ番号
０、ヘッド番号０に相当するＬＢＡ、すなわちＬＢＡ番
号０を式１から計算し（ステップ１０１）、その位置か
らブロックを１トラック分トラックバッファに読み込む
（ステップ１０２）。次に、読み込んだブロックの先頭
に位置するレコード１のＣ部から、レコード１のＫ、Ｄ
部の長さを調べることにより、レコード２の格納されて
いるブロック位置がわかる（ステップ１０３）。後は再
び、レコード２の先頭を読んでＣ部から、Ｋ、Ｄ部の長
さを得て、レコード３のブロック位置を調べる（ステッ
プ１０４）。これによりレコード３のＤ部がわかる。
【００２９】続いてレコード３のＤ部からＶＴＯＣ７２
の格納位置を読み出し（ステップ１０５）、その位置に
相当するＬＢＡを式１から計算し（ステップ１０６）、
そのＬＢＡから１トラック分のブロックをトラックバッ
ファに読み込む（ステップ１０７）。続いてトラックバ
ッファ内からオープン対象のデータセット名を検索す
る。カウンタｒを用意し、ｒの初期値を１とする（ステ
ップ１０８）。読み込んだトラックのレコードｒのキー
部を調べ、対象データセットの名前と一致するか判定す
る（ステップ１０９）。該当するレコードが見つかった
ら、Ｄ部から、データセットの格納位置を得て、このレ
コードのＣ、Ｋ、Ｄ部すべてを内部バッファに記憶して
おく（ステップ１１０）。見つからない場合にはｒを１
増加し（ステップ１１５）、ステップ１０９に戻り次の
レコードを検索する。また、読み出したトラックの終端
まで調べても見つからない時には、次のトラックをディ
スク３１から読み出し、レコード１から検索していく
（ステップ１１３、１１４）。
の格納位置を読み出し（ステップ１０５）、その位置に
相当するＬＢＡを式１から計算し（ステップ１０６）、
そのＬＢＡから１トラック分のブロックをトラックバッ
ファに読み込む（ステップ１０７）。続いてトラックバ
ッファ内からオープン対象のデータセット名を検索す
る。カウンタｒを用意し、ｒの初期値を１とする（ステ
ップ１０８）。読み込んだトラックのレコードｒのキー
部を調べ、対象データセットの名前と一致するか判定す
る（ステップ１０９）。該当するレコードが見つかった
ら、Ｄ部から、データセットの格納位置を得て、このレ
コードのＣ、Ｋ、Ｄ部すべてを内部バッファに記憶して
おく（ステップ１１０）。見つからない場合にはｒを１
増加し（ステップ１１５）、ステップ１０９に戻り次の
レコードを検索する。また、読み出したトラックの終端
まで調べても見つからない時には、次のトラックをディ
スク３１から読み出し、レコード１から検索していく
（ステップ１１３、１１４）。
【００３０】次に、図５でライト処理を説明する。形式
変換プログラム２４はアプリケーションプログラム２３
からレコード長と、データの内容を受けとり、レコード
単位にライト処理を実行する。ただしディスク３１への
書き出しはブロックの整数倍単位で行う必要があるた
め、本ライト処理では、ディスク３１への書き出しをブ
ロックの整数倍の大きさである１トラック単位に行う。
そのため、過去にライト要求があった場合、それまでの
ライト要求で受けとったデータをトラックバッファに記
憶している。ライト処理ではまず、今回受け取ったデー
タがトラックバッファに書き込める大きさかどうか判定
して（ステップ２０１）、書き込めない場合には、現在
のトラックバッファの書き込み位置からバッファ終端ま
での内容を０クリアし（ステップ２０２）、トラックバ
ッファを記憶装置サブシステム３に書き込み（ステップ
２０３）、バッファポインタをトラックバッファ先頭に
戻し（ステップ２０４）、レコードポインタを次トラッ
クのレコード１に移動する（ステップ２０５）。ディス
ク３１にはトラックバッファに作られた内容そのままが
書き込まれる。
変換プログラム２４はアプリケーションプログラム２３
からレコード長と、データの内容を受けとり、レコード
単位にライト処理を実行する。ただしディスク３１への
書き出しはブロックの整数倍単位で行う必要があるた
め、本ライト処理では、ディスク３１への書き出しをブ
ロックの整数倍の大きさである１トラック単位に行う。
そのため、過去にライト要求があった場合、それまでの
ライト要求で受けとったデータをトラックバッファに記
憶している。ライト処理ではまず、今回受け取ったデー
タがトラックバッファに書き込める大きさかどうか判定
して（ステップ２０１）、書き込めない場合には、現在
のトラックバッファの書き込み位置からバッファ終端ま
での内容を０クリアし（ステップ２０２）、トラックバ
ッファを記憶装置サブシステム３に書き込み（ステップ
２０３）、バッファポインタをトラックバッファ先頭に
戻し（ステップ２０４）、レコードポインタを次トラッ
クのレコード１に移動する（ステップ２０５）。ディス
ク３１にはトラックバッファに作られた内容そのままが
書き込まれる。
【００３１】ステップ２０６以降では、トラックバッフ
ァにＣＫＤ形式のデータを書き出す処理を行う。まず、
レコードポインタとレコード長からＣ部の情報を作成し
て、トラックバッファのバッファポインタの指す位置に
書き込み（ステップ２０６）、Ｃ部の後に渡されたデー
タを書き込む（ステップ２０７）。次のレコードは、次
のブロックの先頭から書き込み始めるため、データがブ
ロックの終端まで達していない場合には次のブロックの
先頭まで０を入れる（ステップ２０８）。最後にバッフ
ァポインタを次のブロックの先頭に移し（ステップ２０
９）、レコードポインタを次レコードに移す（ステップ
２１０）。
ァにＣＫＤ形式のデータを書き出す処理を行う。まず、
レコードポインタとレコード長からＣ部の情報を作成し
て、トラックバッファのバッファポインタの指す位置に
書き込み（ステップ２０６）、Ｃ部の後に渡されたデー
タを書き込む（ステップ２０７）。次のレコードは、次
のブロックの先頭から書き込み始めるため、データがブ
ロックの終端まで達していない場合には次のブロックの
先頭まで０を入れる（ステップ２０８）。最後にバッフ
ァポインタを次のブロックの先頭に移し（ステップ２０
９）、レコードポインタを次レコードに移す（ステップ
２１０）。
【００３２】次に図６で形式変換プログラム２４のクロ
ーズ処理を説明する。まず、直前までのライト処理で、
トラックバッファにデータが書き込まれているかチェッ
クし（ステップ３０１）、データが書き込まれている場
合には、現在のバッファポインタの示す位置からトラッ
クバッファの終端まで内容を０クリアし（ステップ３０
２）、ディスクに書き出す（ステップ３０３）。続い
て、ＶＴＯＣ７２内の最終レコード位置を書き換えるた
め、記憶しておいたブロックバッファの内容のうち、最
終レコード位置の情報を書き換え（ステップ３０４）、
ブロックバッファをディスクに書き出す（ステップ３０
５）。これでクローズ処理が完了する。
ーズ処理を説明する。まず、直前までのライト処理で、
トラックバッファにデータが書き込まれているかチェッ
クし（ステップ３０１）、データが書き込まれている場
合には、現在のバッファポインタの示す位置からトラッ
クバッファの終端まで内容を０クリアし（ステップ３０
２）、ディスクに書き出す（ステップ３０３）。続い
て、ＶＴＯＣ７２内の最終レコード位置を書き換えるた
め、記憶しておいたブロックバッファの内容のうち、最
終レコード位置の情報を書き換え（ステップ３０４）、
ブロックバッファをディスクに書き出す（ステップ３０
５）。これでクローズ処理が完了する。
【００３３】
【発明の効果】本発明の計算機システムによれば、ＣＫ
Ｄ形式とＦＢＡ形式という異なったデータ形式の記憶方
式に従うシステム同士が、データを共有することができ
る。これにより、データ交換をより柔軟で、高性能に行
うことが可能となる。
Ｄ形式とＦＢＡ形式という異なったデータ形式の記憶方
式に従うシステム同士が、データを共有することができ
る。これにより、データ交換をより柔軟で、高性能に行
うことが可能となる。
【図１】本発明を適用したディスク記憶システムの構成
図である。
図である。
【図２】記憶装置サブシステムにCKD 形式データの格納
される様子を示す図である。
される様子を示す図である。
【図３】ディスク装置内の、データセットの格納形式を
示す図である。
示す図である。
【図４】データセットのオープン処理のフローチャート
である。
である。
【図５】データセットのライト処理のフローチャートで
ある。
ある。
【図６】データセットのクローズ処理のフローチャート
である。
である。
１：ホスト、２：ホスト、３：記憶装置サブシステム、
１１：ＣＫＤインタフェース、１２：オペレーティング
システム、１３：アプリケーションプログラム、２１：
固定長インタフェース、２２：オペレーティングシステ
ム、２３：アプリケーションプログラム、２４：形式変
換プログラム、３１：ディスク、３２：ＣＫＤインタフ
ェース、３３：固定長インタフェース、５１：ＨＡ、５
２：Ｒ０Ｃ、５３：Ｒ０Ｄ、５４：Ｒ１Ｃ、５５：Ｒ１
Ｋ、５６：Ｒ１Ｄ、５７：Ｒ２Ｃ、５８：Ｒ２Ｋ、５
９：Ｒ２Ｄ、６０：ＥＣＣコード、６１：ＬＢＡ０、６
２：ＬＢＡ１、６３：ＬＢＡ２、６４：ＬＢＡ３、６
５：空白、７１：ボリュームラベル、７２：ＶＴＯＣ。
１１：ＣＫＤインタフェース、１２：オペレーティング
システム、１３：アプリケーションプログラム、２１：
固定長インタフェース、２２：オペレーティングシステ
ム、２３：アプリケーションプログラム、２４：形式変
換プログラム、３１：ディスク、３２：ＣＫＤインタフ
ェース、３３：固定長インタフェース、５１：ＨＡ、５
２：Ｒ０Ｃ、５３：Ｒ０Ｄ、５４：Ｒ１Ｃ、５５：Ｒ１
Ｋ、５６：Ｒ１Ｄ、５７：Ｒ２Ｃ、５８：Ｒ２Ｋ、５
９：Ｒ２Ｄ、６０：ＥＣＣコード、６１：ＬＢＡ０、６
２：ＬＢＡ１、６３：ＬＢＡ２、６４：ＬＢＡ３、６
５：空白、７１：ボリュームラベル、７２：ＶＴＯＣ。
Claims (6)
- 【請求項１】第1 の計算機と、第2 の計算機と、前記複
数の計算機に接続する複数のインタフェースを有する記
憶装置サブシステムとで構成される計算機システムで、
前記第1 の計算機は前記記憶装置サブシステムへのアク
セスをカウントキーデータ形式に従って行い、前記第2
の計算機は固定長ブロック形式で前記記憶装置サブシス
テムにアクセスする計算機システムにおいて、前記第1
の計算機が前記記憶装置サブシステム内に作成したカウ
ントキーデータ形式のレコードで構成されるファイル
に、前記第2 の計算機から固定長ブロック形式に従うイ
ンタフェースを介して、カウントキーデータ形式のレコ
ードの読み込みを行う手段と書き込みを行う手段とを有
することを特徴とする計算機システム。 - 【請求項２】請求項１に記載の計算機システムにおい
て、前記書き込み手段は、前記第１の計算機が前記記憶
装置サブシステム内に作成したファイルの管理情報を参
照し、そのファイルのデータ形式に従ったレコードを書
き込むことを特徴とする計算機システム。 - 【請求項３】請求項１に記載の計算機システムにおい
て、該書き込み手段は、ユーザデータを書き換えるとと
もに、前記第1 の計算機が前記記憶装置サブシステムに
書き込んだファイルの管理情報を書き換えることを特徴
とする計算機システム。 - 【請求項４】請求項１に記載の計算機システムにおい
て、前記記憶装置サブシステムはカウントキーデータ形
式のシリンダ番号、ヘッド番号とで指定されるアドレス
と、固定長ブロック形式の論理ブロック番号で指定され
るアドレスとが１対１で対応し、前記書き込み手段は、
書き込み要求のあったデータをカウントキーデータ形式
のレコードとして扱い、該レコードの書き込み位置をカ
ウントキーデータ形式のシリンダ番号、ヘッド番号、レ
コード番号で認識しており、書き込み位置からカウント
キーデータ形式レコードのカウント部を作成してカウン
トキーデータ形式のレコードに変換するとともに、該シ
リンダ番号、ヘッド番号から、対応する固定長形式の論
理ブロック番号を算出する手段を有することを特徴とす
る計算機システム。 - 【請求項５】請求項１に記載の計算機システムで、前記
記憶装置サブシステムは、固定長ブロック形式に従う記
憶方式の記憶装置と、前記第1 の計算機がカウントキー
データ形式インタフェースを介して書き込んだレコード
を固定長ブロック形式のデータ列に変換して前記記憶装
置に書き込む手段を有する記憶装置サブシステムにおい
て、前記第2 の計算機の書き込み対象のレコードを固定
長ブロック形式のデータ列に変換する手段は、前記記憶
装置サブシステムの有する書き込み手段と同様の手段で
あることを特徴とする計算機システム。 - 【請求項６】請求項５に記載の計算機システムにおい
て、前記書き込み手段は、前記カウントキーデータ形式
のレコードを前記固定長ブロックの大きさに分割して書
き込みを行い、固定長ブロックの大きさに満たないデー
タの書き込みの際にはデータの直後にあらかじめ定めら
れたデータ列を付加し、固定長ブロックの大きさにして
データを書き込むことを特徴とする計算機システム。
Priority Applications (4)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP35051097A JP3407628B2 (ja) | 1997-12-19 | 1997-12-19 | 計算機システム |
| EP98123844A EP0924596B1 (en) | 1997-12-19 | 1998-12-15 | A storage subsystem having a plurality of interfaces conforming to a plurality of data formats |
| DE69819853T DE69819853T2 (de) | 1997-12-19 | 1998-12-15 | Speichersystem mit einer Mehrzahl von sich an mehrere Datenformate anpassenden Schnittstellen |
| US09/215,277 US6438646B1 (en) | 1997-12-19 | 1998-12-18 | Storage subsystem having a plurality of interfaces conforming to a plurality of data formats |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP35051097A JP3407628B2 (ja) | 1997-12-19 | 1997-12-19 | 計算機システム |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH11184639A true JPH11184639A (ja) | 1999-07-09 |
| JP3407628B2 JP3407628B2 (ja) | 2003-05-19 |
Family
ID=18410990
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP35051097A Expired - Fee Related JP3407628B2 (ja) | 1997-12-19 | 1997-12-19 | 計算機システム |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6438646B1 (ja) |
| EP (1) | EP0924596B1 (ja) |
| JP (1) | JP3407628B2 (ja) |
| DE (1) | DE69819853T2 (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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| JP2004510252A (ja) * | 2000-09-29 | 2004-04-02 | アラクリテック・インコーポレイテッド | インテリジェントネットワークストレージインタフェースシステム及びデバイス |
| US6904469B2 (en) | 2000-09-28 | 2005-06-07 | Hitachi, Ltd. | Storage control apparatus |
| JP2005303981A (ja) * | 2004-03-11 | 2005-10-27 | Hitachi Ltd | データストレージシステムにおける暗号化変換の方法と装置 |
Families Citing this family (16)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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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 |
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| JP4632574B2 (ja) | 2001-05-25 | 2011-02-16 | 株式会社日立製作所 | 記憶装置およびファイルデータのバックアップ方法およびファイルデータのコピー方法 |
| JP4156817B2 (ja) | 2001-07-27 | 2008-09-24 | 株式会社日立製作所 | 記憶装置システム |
| JP2003140939A (ja) * | 2001-10-30 | 2003-05-16 | Hitachi Ltd | 情報処理システム |
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