JPS595332A - 磁気デイスク・サブシステムにおける割込優先方式 - Google Patents
磁気デイスク・サブシステムにおける割込優先方式Info
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- JPS595332A JPS595332A JP11442282A JP11442282A JPS595332A JP S595332 A JPS595332 A JP S595332A JP 11442282 A JP11442282 A JP 11442282A JP 11442282 A JP11442282 A JP 11442282A JP S595332 A JPS595332 A JP S595332A
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F13/00—Interconnection of, or transfer of information or other signals between, memories, input/output devices or central processing units
- G06F13/14—Handling requests for interconnection or transfer
- G06F13/20—Handling requests for interconnection or transfer for access to input/output bus
- G06F13/24—Handling requests for interconnection or transfer for access to input/output bus using interrupt
- G06F13/26—Handling requests for interconnection or transfer for access to input/output bus using interrupt with priority control
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Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の技術分野〕
本発明は、磁気ディスク・サブシステムにおいて、シー
ク、セット・セクタの割込処理に関し、ホストから入出
力要求が高頻度に発行されているようなシステム環境に
あっても、これらのディスコネクト・コマンド・チェイ
ンの割込が遅れることのないようにする磁気ディスク・
サブシステムの割込優先方式に関する。
ク、セット・セクタの割込処理に関し、ホストから入出
力要求が高頻度に発行されているようなシステム環境に
あっても、これらのディスコネクト・コマンド・チェイ
ンの割込が遅れることのないようにする磁気ディスク・
サブシステムの割込優先方式に関する。
第１図は一般的な磁気ディスク・サブシステムの概要を
示す図、第２図は第１図の磁気ディスクＯサブシステム
を簡略化して示した図、第３図は制御装置の機能をブロ
ックで示す図である。図において１１はホストＣＰＵ２
．２−１と２−２はチャネル、３．３−１と３−２は制
御装置、４−０ないし４− ％はドライブ、５はアイド
ル・ルーチア、６は実行ルーチン、７は後処理ルーチン
を示す。
示す図、第２図は第１図の磁気ディスクＯサブシステム
を簡略化して示した図、第３図は制御装置の機能をブロ
ックで示す図である。図において１１はホストＣＰＵ２
．２−１と２−２はチャネル、３．３−１と３−２は制
御装置、４−０ないし４− ％はドライブ、５はアイド
ル・ルーチア、６は実行ルーチン、７は後処理ルーチン
を示す。
一般的な磁気ディスク・サブシステムは、第１図に示す
ように通常１つのチャネル２−１には複数の制御装置３
−１．３−２が接続され、１つの制御装置３−ＩＫは複
数のドライブ４＝０．４−１、・・・・曲・ ４−％が
接続されている。したがって１つのドライブ４−０がシ
ークとかセクト・セクタ等の機械動作中罠他のドライブ
４−１．・・・・・曲４−外のホストＣＰＵ１とを論理
的に接続し１両者の間でデータ転送を行うことができる
。このような機能は、ディスコネクト・コマンド・チェ
インによる多重動作又は多重リクエスト機能とよばれる
技術である。本発明で解決しようとする問題は、このデ
ィスコネクト・コマンドのチェインの割込とホストから
の新たな入出力要求の受付は優先順位の取り扱いの問題
である。
ように通常１つのチャネル２−１には複数の制御装置３
−１．３−２が接続され、１つの制御装置３−ＩＫは複
数のドライブ４＝０．４−１、・・・・曲・ ４−％が
接続されている。したがって１つのドライブ４−０がシ
ークとかセクト・セクタ等の機械動作中罠他のドライブ
４−１．・・・・・曲４−外のホストＣＰＵ１とを論理
的に接続し１両者の間でデータ転送を行うことができる
。このような機能は、ディスコネクト・コマンド・チェ
インによる多重動作又は多重リクエスト機能とよばれる
技術である。本発明で解決しようとする問題は、このデ
ィスコネクト・コマンドのチェインの割込とホストから
の新たな入出力要求の受付は優先順位の取り扱いの問題
である。
従来、第２図に示すチャネル２において、ホスト１から
の入出力要求の起動と制御装置３からの割込処理要求と
が全く同時に到着した場合には。
の入出力要求の起動と制御装置３からの割込処理要求と
が全く同時に到着した場合には。
一方の処理が先行した場合、後から到着し友方はビジー
で応答さ扛るか、待たされる。
で応答さ扛るか、待たされる。
−力制御装置２は、１イクロプログラム制御のものであ
シ、複数のドライブ４−０．４−１を多重動作させるた
めに、そのマイクロプログラムは第３図に示すよりな構
成を有している。アイドル壷ルーチン５では、■ホスト
からの起動待（新たな入出力要求の発行）と、■ドライ
ブからの割込の検出並びに検出した割込のチャネルへの
通知及びチャネルからの応答待のための処理を行う。ホ
ストからの起動又は割込に対する応答を検出すると実行
ルーチン６に入り、コマンド実行のための処理を行う。
シ、複数のドライブ４−０．４−１を多重動作させるた
めに、そのマイクロプログラムは第３図に示すよりな構
成を有している。アイドル壷ルーチン５では、■ホスト
からの起動待（新たな入出力要求の発行）と、■ドライ
ブからの割込の検出並びに検出した割込のチャネルへの
通知及びチャネルからの応答待のための処理を行う。ホ
ストからの起動又は割込に対する応答を検出すると実行
ルーチン６に入り、コマンド実行のための処理を行う。
実行ルーチン６の最後では、入出力処理の完了割込がホ
ストへ報告される。後処理ルーチン７では、今まで処理
してきたドライブに関し１割込のリセット、統計情報の
更新などといり友環境退避を行い、再びアイドル・ルー
チン５に戻る。特に最近の制御装置では、接続するドラ
イブ数が増え次ことや、複数のチャネルからの接続を可
能にする友めの機構などによシ、後処理ルーチン７に要
する時間は父ないし７０μＩＫもなっている。実行ルー
チン６と後処理ルーチン７０間は制御装置、ア！ブタ及
びドライブの関係は１対ｌの関係にあり専有されている
状態にるる。ところがホストでは、１つの入出力処理の
終了報告（実行ルーチン６の出口付近）があると、Ｏ８
の人出カスケジュールに従りて次の入出力要求が発行さ
れる。ここで、後処理ルーチン７に要する時間よシもホ
ストからの入出力要求の発行の方が早くなった場合には
、アイドル・ルーチン５に戻りてもすでにホストからの
起動が到着しているために。
ストへ報告される。後処理ルーチン７では、今まで処理
してきたドライブに関し１割込のリセット、統計情報の
更新などといり友環境退避を行い、再びアイドル・ルー
チン５に戻る。特に最近の制御装置では、接続するドラ
イブ数が増え次ことや、複数のチャネルからの接続を可
能にする友めの機構などによシ、後処理ルーチン７に要
する時間は父ないし７０μＩＫもなっている。実行ルー
チン６と後処理ルーチン７０間は制御装置、ア！ブタ及
びドライブの関係は１対ｌの関係にあり専有されている
状態にるる。ところがホストでは、１つの入出力処理の
終了報告（実行ルーチン６の出口付近）があると、Ｏ８
の人出カスケジュールに従りて次の入出力要求が発行さ
れる。ここで、後処理ルーチン７に要する時間よシもホ
ストからの入出力要求の発行の方が早くなった場合には
、アイドル・ルーチン５に戻りてもすでにホストからの
起動が到着しているために。
ディスコネクト−コマンド・チェインの割込の検出を行
う余裕が与えられなくなってしまう。ま几仮に割込を検
出しても、すでにホストの起動を行っているチャネルは
１割込処理要求な待次せることになる。このような状態
が発生すると、特定ドライブに対するホストからの要求
のみが処理−ＪＬこれが続く限ルディスコネクト・コマ
ンド・チェインの割込が処理されなくなりてしまり０即
ちホス）ＣＰＵの性能が向上し、制御装置の処理速度（
後処理ルーチン７に要する時間）とのバランスがくずれ
ると、ディスコネクト・コ１ンド・チェインの割込が検
出されるところのアイドル・ルーチン５がなくなり、実
行ルーチン６と後処理ルーチン７との間でホストからの
要求のみが処理されることになる。したがうて、このよ
うな状態が続いている限りディスコネクト１フオント噂
チエインの割込を検出する機会が全く与えられない０〔
発明の目的〕 本発明は、上記の問題に鑑み、後処理に要する時間より
もホストからの入出力要求の発行が早くなっ九場合にも
、ホストからの起動よりもディスコネクト・コマンド・
チェインの割込処理を優先させることができる割込優先
処理方式を提供することを目的とするものである。
う余裕が与えられなくなってしまう。ま几仮に割込を検
出しても、すでにホストの起動を行っているチャネルは
１割込処理要求な待次せることになる。このような状態
が発生すると、特定ドライブに対するホストからの要求
のみが処理−ＪＬこれが続く限ルディスコネクト・コマ
ンド・チェインの割込が処理されなくなりてしまり０即
ちホス）ＣＰＵの性能が向上し、制御装置の処理速度（
後処理ルーチン７に要する時間）とのバランスがくずれ
ると、ディスコネクト・コ１ンド・チェインの割込が検
出されるところのアイドル・ルーチン５がなくなり、実
行ルーチン６と後処理ルーチン７との間でホストからの
要求のみが処理されることになる。したがうて、このよ
うな状態が続いている限りディスコネクト１フオント噂
チエインの割込を検出する機会が全く与えられない０〔
発明の目的〕 本発明は、上記の問題に鑑み、後処理に要する時間より
もホストからの入出力要求の発行が早くなっ九場合にも
、ホストからの起動よりもディスコネクト・コマンド・
チェインの割込処理を優先させることができる割込優先
処理方式を提供することを目的とするものである。
そのために本発明の磁気ディスク・サブシステ・ムにお
ける割込優先方式は、ホスト計算機と、該ホスト計算機
に接続される複数個のチャネルと。
ける割込優先方式は、ホスト計算機と、該ホスト計算機
に接続される複数個のチャネルと。
該チャネルに接続される複数個の制御装置と、該制御装
置に接続される複数個、のドライバとを備え。
置に接続される複数個、のドライバとを備え。
多重動作を行う磁気ディスク・サブシステムにおいて、
上記制御装置は、ドライバがディスコネクト・コマンド
を実行中であることを記憶するアイスコネクト・コマン
ド実行記憶手段と、１つの入出力処理の完了報告の直後
に上記ディスコネクト・コマンド実行記憶手段がディス
コネクト・コマンドを実行中であることを示す場合には
予約割込信号を生成する予約割込信号生成手段とを備え
。
上記制御装置は、ドライバがディスコネクト・コマンド
を実行中であることを記憶するアイスコネクト・コマン
ド実行記憶手段と、１つの入出力処理の完了報告の直後
に上記ディスコネクト・コマンド実行記憶手段がディス
コネクト・コマンドを実行中であることを示す場合には
予約割込信号を生成する予約割込信号生成手段とを備え
。
且つ予約割込信号をディスコネクト・コマンドを送出し
たチャネルに送るように構成されたことを特徴とするも
のでおる。
たチャネルに送るように構成されたことを特徴とするも
のでおる。
以下１本発明を図面を参照しつつ説明する。
第４図は本発明の１実施例を示す回路図でおるＯ第４図
において、８はアイドル・ループ・カウンタ、９−０な
いし９− ｔ％、 １０と１１はラッチ回路。
において、８はアイドル・ループ・カウンタ、９−０な
いし９− ｔ％、 １０と１１はラッチ回路。
１２．１３と１７はオア・ゲート、１４ないし１６はア
ンド・ゲートを示す。第４図において、アイドル・ルー
プ・カウンタ８のカウント・スタート端子にはアイドル
入口信号が供給され、リセット端子には実行入口信号が
供給され、カウンタ拳オーバー９７０一端子はラッチ回
路ｌＯのリセット端子に接続される。アイドル・ループ
・カウンタ８は、予めオーバー・フローするカウント値
が設定されるもので、アイドル入口信号が論理「１」に
なると。
ンド・ゲートを示す。第４図において、アイドル・ルー
プ・カウンタ８のカウント・スタート端子にはアイドル
入口信号が供給され、リセット端子には実行入口信号が
供給され、カウンタ拳オーバー９７０一端子はラッチ回
路ｌＯのリセット端子に接続される。アイドル・ループ
・カウンタ８は、予めオーバー・フローするカウント値
が設定されるもので、アイドル入口信号が論理「１」に
なると。
アイドル・ループ・カウンタ８の内容が「＋１」され、
カウント値が設定されｍ値に達するとカラン）−オーバ
ー・フロ一端子の論理「０」の出力を論理「１」にする
ものである。また、実行ルーチンの入口でアイドルやル
ープ争カウンタ８はリセットされる。ラッチ９−０ない
し９−％は、各ドライブＯないし外に対応し、夫々のセ
ット端子にディスコネクト・コマンド・チェインの開始
指示をするディスコネクト開始信号が供給され、夫夫の
リセット端子にディスコネクト終了信号が供給され、夫
々の出力端子がオア・グー） １２０入力端子に接続さ
れる。オア・グー） １２の出力端子はアンドΦゲート
１４の一方の入力端子に接続される０アンド・ゲート１
４の他方の入力端子には実行出口信号が供給され、アン
ド・グー） １４の出力端子はラッチ回路１０のセット
端子に接続される。ラッチ回路１０の出力（予約割込）
はオア・ゲート１３の一方の入力端子に接続される。オ
ア・ゲート１３の他方の入力端子はア／ドφグー） １
５の出力端子に接続さｎ、オア・グー） １３の出力端
子はアンド・ゲート１６の第１の入力端子に接続さｎる
とともにオア・グー） １３の出力は割込信号（ＲＱｊ
） として送出される。オア・ゲート１７の各入力端子
にはドライブ割込Ｏないし外信号が供給さｎ、出力端子
はアンド・ゲート１５の入力端子とアンド・グー） １
６の第２の入力端子に接続される。アンドｅゲート１６
の第３の入力端子にはチャネル起動信号が供給され、ア
ンド・グー） １６の出力はチャネル起動受付信号とし
て送出される。
カウント値が設定されｍ値に達するとカラン）−オーバ
ー・フロ一端子の論理「０」の出力を論理「１」にする
ものである。また、実行ルーチンの入口でアイドルやル
ープ争カウンタ８はリセットされる。ラッチ９−０ない
し９−％は、各ドライブＯないし外に対応し、夫々のセ
ット端子にディスコネクト・コマンド・チェインの開始
指示をするディスコネクト開始信号が供給され、夫夫の
リセット端子にディスコネクト終了信号が供給され、夫
々の出力端子がオア・グー） １２０入力端子に接続さ
れる。オア・グー） １２の出力端子はアンドΦゲート
１４の一方の入力端子に接続される０アンド・ゲート１
４の他方の入力端子には実行出口信号が供給され、アン
ド・グー） １４の出力端子はラッチ回路１０のセット
端子に接続される。ラッチ回路１０の出力（予約割込）
はオア・ゲート１３の一方の入力端子に接続される。オ
ア・ゲート１３の他方の入力端子はア／ドφグー） １
５の出力端子に接続さｎ、オア・グー） １３の出力端
子はアンド・ゲート１６の第１の入力端子に接続さｎる
とともにオア・グー） １３の出力は割込信号（ＲＱｊ
） として送出される。オア・ゲート１７の各入力端子
にはドライブ割込Ｏないし外信号が供給さｎ、出力端子
はアンド・ゲート１５の入力端子とアンド・グー） １
６の第２の入力端子に接続される。アンドｅゲート１６
の第３の入力端子にはチャネル起動信号が供給され、ア
ンド・グー） １６の出力はチャネル起動受付信号とし
て送出される。
第４図において、ディスコネクト・コマンドＱチェイン
の開始指示がある場合には当該ドライブに対応するラッ
チ回路９−０ないし９−外がセットされる。少くともい
ずれか１つのラッチ回路９−〇ないし９−９ｓがセブ・
トされているときには、そのラッチ回路９−０ないし９
−ＩＳＯ出力は論理「１」になっておシ、シ几がりてオ
ア争グー） １２の出力も論理「１」になっている。こ
の状態で制御装置が実行ルーチンの出口に至ると、制御
装置はチャネルに対して終了報告をし、チャネルはホス
トに対して入出力処理の完了報告をする。ラッチ回路９
−０ないし９−％のいずれかがセットされている状態の
下で、実行出口信号が論理「１」になると、アンド・グ
ー） １４はアンド条件が成立して論理「１」を出力す
る。アンド・グー） １４が論理「１」を出力するとラ
ッチ回路１０がセットされる。セットされたラッチ回路
ｌＯからは論理「１」が出力され、オアゆゲート１３を
通してディスコネクト・コマンドを行りているチャネル
に予約割込が発行される０ホストは入出力処理の完了割
込が報告されると、その報告を契機にＯ８の入出力スケ
ジュールに従って次の入出力要求が発行されも次の入出
力要求が発行されるまでに要する時間はホス）ＣＰＵの
性能に依存する。これに対し、制御装置では、第４図か
ら明らかなように実行出口信号が論理「１」になってか
ら論理「１」の予約割込信号を送出するまでに要する時
間はハードウェア構成にのみ依存する。し友がって、チ
ャネルにホストからの起動が到着するよｐも早くチャネ
ルに制御装置から予約割込信号を送って、チャネルを一
時的に予約することができる。チャネルは予約割込を受
付けるとホストからの入出力要求に対してビジーを返す
か、或は待たせる。その結果。
の開始指示がある場合には当該ドライブに対応するラッ
チ回路９−０ないし９−外がセットされる。少くともい
ずれか１つのラッチ回路９−〇ないし９−９ｓがセブ・
トされているときには、そのラッチ回路９−０ないし９
−ＩＳＯ出力は論理「１」になっておシ、シ几がりてオ
ア争グー） １２の出力も論理「１」になっている。こ
の状態で制御装置が実行ルーチンの出口に至ると、制御
装置はチャネルに対して終了報告をし、チャネルはホス
トに対して入出力処理の完了報告をする。ラッチ回路９
−０ないし９−％のいずれかがセットされている状態の
下で、実行出口信号が論理「１」になると、アンド・グ
ー） １４はアンド条件が成立して論理「１」を出力す
る。アンド・グー） １４が論理「１」を出力するとラ
ッチ回路１０がセットされる。セットされたラッチ回路
ｌＯからは論理「１」が出力され、オアゆゲート１３を
通してディスコネクト・コマンドを行りているチャネル
に予約割込が発行される０ホストは入出力処理の完了割
込が報告されると、その報告を契機にＯ８の入出力スケ
ジュールに従って次の入出力要求が発行されも次の入出
力要求が発行されるまでに要する時間はホス）ＣＰＵの
性能に依存する。これに対し、制御装置では、第４図か
ら明らかなように実行出口信号が論理「１」になってか
ら論理「１」の予約割込信号を送出するまでに要する時
間はハードウェア構成にのみ依存する。し友がって、チ
ャネルにホストからの起動が到着するよｐも早くチャネ
ルに制御装置から予約割込信号を送って、チャネルを一
時的に予約することができる。チャネルは予約割込を受
付けるとホストからの入出力要求に対してビジーを返す
か、或は待たせる。その結果。
制御装置が後処理ルーチンを終らせ、アイドル争ルーチ
ンにもどったときには、ホストからの起動が存在しない
ので、アイドル・ルーチンにとどまってドライブからの
割込を待ち、ドライブからの割込があった場合にはドラ
イブ割込に対する割込処理を実行することができる。制
御装置がアイドル・ルーチンに戻り几ときは、アイドル
・ルーチンの入口でアイドル・ループ争カウンタ８の内
容を初期設定し、アイドルｅループ曽カウンタ８の内容
が所定値になってもドライブからの割込が検出されない
ときには、アイドル・ループ身カウンタ８がオーバー・
フローし、ラッチ回路１０がリセットされる。ラッチ回
路１０がリセットされると。
ンにもどったときには、ホストからの起動が存在しない
ので、アイドル・ルーチンにとどまってドライブからの
割込を待ち、ドライブからの割込があった場合にはドラ
イブ割込に対する割込処理を実行することができる。制
御装置がアイドル・ルーチンに戻り几ときは、アイドル
・ルーチンの入口でアイドル・ループ争カウンタ８の内
容を初期設定し、アイドルｅループ曽カウンタ８の内容
が所定値になってもドライブからの割込が検出されない
ときには、アイドル・ループ身カウンタ８がオーバー・
フローし、ラッチ回路１０がリセットされる。ラッチ回
路１０がリセットされると。
チャネルはホストからの入出力要求に従って次の入出力
処理を実行することができる。チャネルでは１割込信号
ＲＱｊが論理「１」になるとこｎに応答して制御装置に
チャネル起動信号ＳＬＯを通知する。制御装置では、ア
イドル・ループがオーバー・フローするまでにドライブ
割込０ないしｎ信号のいずれかが論理ｒｌＪになれば、
オア拳グー） １７の出力が論理「１」になってアンド
−ゲート１６のアンド条件が成立するので、チャネル起
動受付信号ＯＰ（を論理「１」にする。しかし、アイド
ルやループがオーバー・フローするまでにドライブ割込
がないとオア・グー） １７の出力は論理「０」のまま
で、ラッチ回路１０はリセットされ予約割込は撤回され
る。その後は、通常の割込処理即ちドライブ割込０ない
しｎ信号によって割込信号ＲＱ＜を論理「１」にし、チ
ャネルからの起動を待ちこれに応答してチャネル起動受
付信号ＯＰｉを論理「１」にする。
処理を実行することができる。チャネルでは１割込信号
ＲＱｊが論理「１」になるとこｎに応答して制御装置に
チャネル起動信号ＳＬＯを通知する。制御装置では、ア
イドル・ループがオーバー・フローするまでにドライブ
割込０ないしｎ信号のいずれかが論理ｒｌＪになれば、
オア拳グー） １７の出力が論理「１」になってアンド
−ゲート１６のアンド条件が成立するので、チャネル起
動受付信号ＯＰ（を論理「１」にする。しかし、アイド
ルやループがオーバー・フローするまでにドライブ割込
がないとオア・グー） １７の出力は論理「０」のまま
で、ラッチ回路１０はリセットされ予約割込は撤回され
る。その後は、通常の割込処理即ちドライブ割込０ない
しｎ信号によって割込信号ＲＱ＜を論理「１」にし、チ
ャネルからの起動を待ちこれに応答してチャネル起動受
付信号ＯＰｉを論理「１」にする。
とのよつに、おるチャネル・ルートで入出力処理を終了
し、アイドル・ルーズに入る時、ディスコネクトΦコｉ
ンド・チェイン中のドライブがあれば「一定時間」チャ
ネルを予約するが、アイドル−ループ・カウンタ８は、
この一定時間を作や出すものである。通常アイドル・ル
ープは、１周５０〜１００μｍ程度のくり返しルーチン
となっていて、′何回ループしたら１どうする″という
制御を行う。従ってアイドル・ループ・カウンタ８はア
イドル・ルーズの入口で初期設定するだけでもよい。
し、アイドル・ルーズに入る時、ディスコネクトΦコｉ
ンド・チェイン中のドライブがあれば「一定時間」チャ
ネルを予約するが、アイドル−ループ・カウンタ８は、
この一定時間を作や出すものである。通常アイドル・ル
ープは、１周５０〜１００μｍ程度のくり返しルーチン
となっていて、′何回ループしたら１どうする″という
制御を行う。従ってアイドル・ループ・カウンタ８はア
イドル・ルーズの入口で初期設定するだけでもよい。
第５図はチャネルと制御装置との間のインタ７エイスな
説明するタイム−チャートである０第５図において−Ｒ
Ｑｉはリクエスト・イン、ＳＬＯはセレクトΦアウト５
ＯＰ４はオペレージ璽ンＯイン、ＡＤｊはアドレス・イ
ン、ＣＭＯはコマンド・アウトを示している。
説明するタイム−チャートである０第５図において−Ｒ
Ｑｉはリクエスト・イン、ＳＬＯはセレクトΦアウト５
ＯＰ４はオペレージ璽ンＯイン、ＡＤｊはアドレス・イ
ン、ＣＭＯはコマンド・アウトを示している。
制御装置は、チャネルのサービスを受けたいときはＲＱ
（をおげろ。チャネルはＲＱ＜を受取るとＳＬＯをあげ
る。制御装置はＳＬＯを受取るとＯＰｉをめげ、そして
ＲＱｊをおとし、ＡＤ、をあげ、パス・イン上に自己の
機番をのせる。チャネルはＡＤ＜を受取るとＣＭＯをあ
げて応答する。以下、所定のシーケンスに従って入出力
処理が行われる０ＲＱ（は制御装置から送られる割込要
求信号である。
（をおげろ。チャネルはＲＱ＜を受取るとＳＬＯをあげ
る。制御装置はＳＬＯを受取るとＯＰｉをめげ、そして
ＲＱｊをおとし、ＡＤ、をあげ、パス・イン上に自己の
機番をのせる。チャネルはＡＤ＜を受取るとＣＭＯをあ
げて応答する。以下、所定のシーケンスに従って入出力
処理が行われる０ＲＱ（は制御装置から送られる割込要
求信号である。
本発明における予約割込の場合には、壕ずＲＱ＜をめげ
、これに対してＳＬＯが送られてきても直ちにＯＰ（を
あけることはせず、ドライブ割込が送られ１き九ときに
ＯＰ（をあげろように構成されて（る０先に述べたよう
に、アイドル令ループｅカウンタからオーバーｅ７０−
が出力されたときにはＲＱイがおとされる。
、これに対してＳＬＯが送られてきても直ちにＯＰ（を
あけることはせず、ドライブ割込が送られ１き九ときに
ＯＰ（をあげろように構成されて（る０先に述べたよう
に、アイドル令ループｅカウンタからオーバーｅ７０−
が出力されたときにはＲＱイがおとされる。
以上の説明から明らかなように、本発明によれば、ディ
スコネクト・コマンドが実行中の場合には、１つの入出
力処理の終了報告時点で一時的に予約割込信号を論理「
１」にすることでチャネルとの結合を予約し、これによ
シホストからの起動よシも、ディスコネクト・コｉンド
・チェインの割込処理を優先させる事ができる。
スコネクト・コマンドが実行中の場合には、１つの入出
力処理の終了報告時点で一時的に予約割込信号を論理「
１」にすることでチャネルとの結合を予約し、これによ
シホストからの起動よシも、ディスコネクト・コｉンド
・チェインの割込処理を優先させる事ができる。
【図面の簡単な説明】
第１図は一般的な磁気ディスク・サブシステムの概要を
示す図、第２図は第１図の磁気ディスク・サブシステム
を簡略化して示した図、第３図は制御装置の機能をブロ
ックで示す図、第４図は本発明の１実施例を示す回路図
、第５図はチャネルと制御装置との間のインタフェイス
を説明するタイム・チャートである。 １・・・ホストＣＰＵ、２．２−１と２−２・・・チャ
乞ル、３．３−１と３−２・・・制御装置、４−θなし
４−％・・・ドライブ、５・・・アイドル・ルーチン。 ６・・・実行ルーチン％７・・・後処理ルーチン、８・
・・アイドル・ループ・カウンタ、９−Ｏないし９−欝
、ｌＯと１１・・・ラッチ回路％１２と１３・・・オア
・ゲート、１４と１５・・・アンド・ゲート。 特許出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 京 谷 四 部 （浄淋Ｙ装置ゆ今ヤ和し） （今ヤキル４−％１ＪｔｋＰｆ置） （姫制御Ｈ置＋今ヤ和り （制伺曖！→千ヤ本し） （＋ヤネル→１制呻枝置） ′Ｘ ダ 図
示す図、第２図は第１図の磁気ディスク・サブシステム
を簡略化して示した図、第３図は制御装置の機能をブロ
ックで示す図、第４図は本発明の１実施例を示す回路図
、第５図はチャネルと制御装置との間のインタフェイス
を説明するタイム・チャートである。 １・・・ホストＣＰＵ、２．２−１と２−２・・・チャ
乞ル、３．３−１と３−２・・・制御装置、４−θなし
４−％・・・ドライブ、５・・・アイドル・ルーチン。 ６・・・実行ルーチン％７・・・後処理ルーチン、８・
・・アイドル・ループ・カウンタ、９−Ｏないし９−欝
、ｌＯと１１・・・ラッチ回路％１２と１３・・・オア
・ゲート、１４と１５・・・アンド・ゲート。 特許出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 京 谷 四 部 （浄淋Ｙ装置ゆ今ヤ和し） （今ヤキル４−％１ＪｔｋＰｆ置） （姫制御Ｈ置＋今ヤ和り （制伺曖！→千ヤ本し） （＋ヤネル→１制呻枝置） ′Ｘ ダ 図
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 ホスト計算機と、該ホスト計算機に接続される複数個の
チャネルと、咳チャネルに接続される複数個の制御装置
と、該制御装置に接続される複数個のドライバとを備え
、多重動作を行う磁気ディスク・サブシステムにおいて
、上記制御装置は。 ドライバがディスコネクト９コｉンドを実行中であるこ
とを記憶するディスコネクト・コマンド実行記憶手段と
、１つの入出力処理の完了報告の直後に上記ディスコネ
クト・コマンド実行記憶手段がディスコネクト・コマン
ドを実行中であることを示す場合には予約割込信号を生
成する予約割込信号生成手段とを備え、且つ予約割込信
号をディスコネクト９コｉンドを送出したチャネルに送
るように構成され７ｔ＋ことを特徴とする磁気ディスク
・サブシステムにおける割込優先方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11442282A JPS595332A (ja) | 1982-06-30 | 1982-06-30 | 磁気デイスク・サブシステムにおける割込優先方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11442282A JPS595332A (ja) | 1982-06-30 | 1982-06-30 | 磁気デイスク・サブシステムにおける割込優先方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS595332A true JPS595332A (ja) | 1984-01-12 |
Family
ID=14637311
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP11442282A Pending JPS595332A (ja) | 1982-06-30 | 1982-06-30 | 磁気デイスク・サブシステムにおける割込優先方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS595332A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS60179863A (ja) * | 1984-02-27 | 1985-09-13 | Fujitsu Ltd | 入出力システムの再試行制御方法 |
| JPH11237957A (ja) * | 1998-02-23 | 1999-08-31 | Fujitsu Ltd | 磁気ディスク制御装置およびそのファームウェア活性交換方法 |
-
1982
- 1982-06-30 JP JP11442282A patent/JPS595332A/ja active Pending
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS60179863A (ja) * | 1984-02-27 | 1985-09-13 | Fujitsu Ltd | 入出力システムの再試行制御方法 |
| JPH0115088B2 (ja) * | 1984-02-27 | 1989-03-15 | Fujitsu Ltd | |
| JPH11237957A (ja) * | 1998-02-23 | 1999-08-31 | Fujitsu Ltd | 磁気ディスク制御装置およびそのファームウェア活性交換方法 |
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