JPS6046447B2 - トラツクバツフアメモリ方式 - Google Patents
トラツクバツフアメモリ方式Info
- Publication number
- JPS6046447B2 JPS6046447B2 JP55185692A JP18569280A JPS6046447B2 JP S6046447 B2 JPS6046447 B2 JP S6046447B2 JP 55185692 A JP55185692 A JP 55185692A JP 18569280 A JP18569280 A JP 18569280A JP S6046447 B2 JPS6046447 B2 JP S6046447B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- track
- block
- address
- buffer memory
- data
- Prior art date
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- Expired
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; 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
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Human Computer Interaction (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
本発明は可変長形磁気ディスク装置の１トラック上の
全データを格納するトラックバッファにおいて、メモリ
を一定長ブロックに分割し複数ブロックで１トラックと
なるようにしてそのメモリ使用効率を高めたトラックバ
ッファメモリ方式に関するものである。
全データを格納するトラックバッファにおいて、メモリ
を一定長ブロックに分割し複数ブロックで１トラックと
なるようにしてそのメモリ使用効率を高めたトラックバ
ッファメモリ方式に関するものである。
従来、情報処理装置（ＣＰＵ）て主記憶装置とともに
各レコード長が異なる可変長磁気ディスク装置を用いる
場合、この間に磁気ディスク装置の１トラック分の全デ
ータを格納するトラックバッファ（またはキャッシュメ
モリともいう）を設け、このトラックバッファにＣＰＵ
の命令によるアクセスが行なわれる。
各レコード長が異なる可変長磁気ディスク装置を用いる
場合、この間に磁気ディスク装置の１トラック分の全デ
ータを格納するトラックバッファ（またはキャッシュメ
モリともいう）を設け、このトラックバッファにＣＰＵ
の命令によるアクセスが行なわれる。
一般にトラックバッファの格納方式としては、１トラッ
クの最大のレコード長をとつておき、種々のレコード長
のトラックに適合させる方法が採られている。しかし、
この方式ではレコード長が最大のものではトラックバッ
ファのメモリ使用率が最大（１００％）となるが、レコ
ード長が小さくギャップの割合が増加するに従いメモリ
使用率が悪くなつてしまう。実際にはギャップがトラッ
ク容量の半分位を占めているファイルも多く見受けられ
る。 本発明の目的は可変長磁気ディスク装置のトラッ
ク上の全データを格納するトラックバッファのメモリ使
用効率を高めたトラックバッファメモリ方式を提供する
ことである。
クの最大のレコード長をとつておき、種々のレコード長
のトラックに適合させる方法が採られている。しかし、
この方式ではレコード長が最大のものではトラックバッ
ファのメモリ使用率が最大（１００％）となるが、レコ
ード長が小さくギャップの割合が増加するに従いメモリ
使用率が悪くなつてしまう。実際にはギャップがトラッ
ク容量の半分位を占めているファイルも多く見受けられ
る。 本発明の目的は可変長磁気ディスク装置のトラッ
ク上の全データを格納するトラックバッファのメモリ使
用効率を高めたトラックバッファメモリ方式を提供する
ことである。
前記目的を達成するため、本発明のトラックバッファ
メモリ方式は可変長形磁気ディスク装置の１トラック上
の全データを複数トラック分格納するトラックバッファ
メモリ方式において、バッファメモリを、上記１トラッ
ク上に格納しうる容量より小さい記憶容量を有し、次に
アクセスすべきアドレスが格納された複数のブロックメ
モリで構成するとともに、該バッファメモリに対しアク
セスする際、最初のアクセスブロックのアドレスを指定
するハッシュテーブル手段と、ブロックメモリをアクセ
スする時点で前記次にアクセスすべきアドレスを読出し
、かつブロックメモリへのアクセス領域を越えてアクセ
スする時点で該読出したアドレスによつて次にアクセス
すべきアドレスを指定する次アドレス指定手段と、デー
タを格納したブロックメモリおよび空状態のブロックメ
モリを管理するブロック使用テーブルとを具え、１トラ
ックのデータをトラックバッファに読込む際、該当トラ
ックのデータのレコード長に対応した数のブロックメモ
リに該データを格納し、残りのブロックを空状態にする
ことを特徴とするものである。
メモリ方式は可変長形磁気ディスク装置の１トラック上
の全データを複数トラック分格納するトラックバッファ
メモリ方式において、バッファメモリを、上記１トラッ
ク上に格納しうる容量より小さい記憶容量を有し、次に
アクセスすべきアドレスが格納された複数のブロックメ
モリで構成するとともに、該バッファメモリに対しアク
セスする際、最初のアクセスブロックのアドレスを指定
するハッシュテーブル手段と、ブロックメモリをアクセ
スする時点で前記次にアクセスすべきアドレスを読出し
、かつブロックメモリへのアクセス領域を越えてアクセ
スする時点で該読出したアドレスによつて次にアクセス
すべきアドレスを指定する次アドレス指定手段と、デー
タを格納したブロックメモリおよび空状態のブロックメ
モリを管理するブロック使用テーブルとを具え、１トラ
ックのデータをトラックバッファに読込む際、該当トラ
ックのデータのレコード長に対応した数のブロックメモ
リに該データを格納し、残りのブロックを空状態にする
ことを特徴とするものである。
以下本発明を実施例につき詳述する。
第１図〜第４図は本発明の概略説明図である。
本発明では、トラックバッファの管理単位をトラックで
はなくブロックとする。すなわち、トラックバッファを
複数のブロックに分割し、１トラックが複数ブロックに
またがつて格納される。処理はトラック内でシーケンシ
ャルに行なわれるため、各ブロックに対し独立に位置付
ける必要はない。トラックの先頭ブロックだけ位置付け
ることができれば、続くブロックアドレスは順次引出せ
一ればよい。そこでアクセスは従来と同様にトラックの
先頭に対して行ない。各ベロツクの先頭ブロックへの位
置付けはハッシュσハＳＨ）テーブルによつて行なうが
、以後のブロックは各ベロツク毎に指定されている０次
のプロツクアドレスョに．よつてチエインする。チエイ
ンしている複数ブロックを集めるとトラックの連続域が
形成される。いま、トラックバッファのメモリ容量を２
ＭＢ（メガバイド）とし、これを４ＫＢＸ５１２のブロ
ックに分割する場合を考える。第１図ａはこの場合のト
ラックバッファレジスタ（ＴＢＲ）のアドレスを示し、
ブロックアドレスは托進表示で０００〜１ＦＦ１ブロッ
ク内バイトアドレスは０００〜ＦＦＦであり、それぞれ
１２ビットを有する。
はなくブロックとする。すなわち、トラックバッファを
複数のブロックに分割し、１トラックが複数ブロックに
またがつて格納される。処理はトラック内でシーケンシ
ャルに行なわれるため、各ブロックに対し独立に位置付
ける必要はない。トラックの先頭ブロックだけ位置付け
ることができれば、続くブロックアドレスは順次引出せ
一ればよい。そこでアクセスは従来と同様にトラックの
先頭に対して行ない。各ベロツクの先頭ブロックへの位
置付けはハッシュσハＳＨ）テーブルによつて行なうが
、以後のブロックは各ベロツク毎に指定されている０次
のプロツクアドレスョに．よつてチエインする。チエイ
ンしている複数ブロックを集めるとトラックの連続域が
形成される。いま、トラックバッファのメモリ容量を２
ＭＢ（メガバイド）とし、これを４ＫＢＸ５１２のブロ
ックに分割する場合を考える。第１図ａはこの場合のト
ラックバッファレジスタ（ＴＢＲ）のアドレスを示し、
ブロックアドレスは托進表示で０００〜１ＦＦ１ブロッ
ク内バイトアドレスは０００〜ＦＦＦであり、それぞれ
１２ビットを有する。
同図ｂのブロックアドレスレジスタ・（ＢＡＲ）＃１〜
＃８のアドレスは０００〜１ＦＦであり、１２ビットを
有する。第２図は各ブロックのフォーマットであり、１
トラックのチエインを行なうため１次のプロツクアドレ
スョが示される。アクセスする際には０次のプロツクア
ドレスョにより、事前にＢ，ＡＲ＃１〜＃８をセットし
ておく。
＃８のアドレスは０００〜１ＦＦであり、１２ビットを
有する。第２図は各ブロックのフォーマットであり、１
トラックのチエインを行なうため１次のプロツクアドレ
スョが示される。アクセスする際には０次のプロツクア
ドレスョにより、事前にＢ，ＡＲ＃１〜＃８をセットし
ておく。
連続アクセス中のバイトアドレスの更新はハードが行な
うが、バイトアドレスがオーバフローして次のブロック
に移る時には、次のＢＡＲの値を゛ＭＲＯ−１１ビット
に設定し、バイトアドレスを００４として再関する。第
３図ａ−ｄはこのようにオーバフローした場合の実例を
示す。
うが、バイトアドレスがオーバフローして次のブロック
に移る時には、次のＢＡＲの値を゛ＭＲＯ−１１ビット
に設定し、バイトアドレスを００４として再関する。第
３図ａ−ｄはこのようにオーバフローした場合の実例を
示す。
いま、あるトラックが同図ａ−ｄに示すブロック００８
，００９，１ＦＤ，１ＦＥにまたがつているものとする
。
，００９，１ＦＤ，１ＦＥにまたがつているものとする
。
すなわち、ブロック００８の先頭に前述の次のブロック
アドレス００９が示され、アドレス００４からトラック
の初期設定のためのホームアドレス（ＨＡ）とレコード
のカウントとデータＲＯ−Ｃ，ＲＯ−Ｄ，・・，Ｒ２−
Ｃが続きＲ２−Ｄの１部分でアドレスＦＦＦが終る。Ｒ
２−Ｄの残りはオーバフローとして、ブロック００９の
先頭の次のブロックアドレス０１ＦＤに続くアドレス０
０４から開始される。このようにしてブロック００８，
００９，ＩＦＤは満杯となり、ＩＦＥのＲ６−Ｄで終り
、この後のハンチングを施した部分だけが不使用領域と
なる。
アドレス００９が示され、アドレス００４からトラック
の初期設定のためのホームアドレス（ＨＡ）とレコード
のカウントとデータＲＯ−Ｃ，ＲＯ−Ｄ，・・，Ｒ２−
Ｃが続きＲ２−Ｄの１部分でアドレスＦＦＦが終る。Ｒ
２−Ｄの残りはオーバフローとして、ブロック００９の
先頭の次のブロックアドレス０１ＦＤに続くアドレス０
０４から開始される。このようにしてブロック００８，
００９，ＩＦＤは満杯となり、ＩＦＥのＲ６−Ｄで終り
、この後のハンチングを施した部分だけが不使用領域と
なる。
トラックのレコード長の如何にかかわらず不使用領域は
最大４ＫＢに限定されるから、一般的には使用率が向上
する。この場合、第１図ｂのブロックアドレスレジスタ
（ＢＡＲ）＃１〜＃８は次のように設定される。
最大４ＫＢに限定されるから、一般的には使用率が向上
する。この場合、第１図ｂのブロックアドレスレジスタ
（ＢＡＲ）＃１〜＃８は次のように設定される。
従つて第１図ａのトラックバッファレジスタ（゛ＭＲ）
のブロックとバイトのアドレスは第４図ａ−ｄに示すよ
うに設定される。
のブロックとバイトのアドレスは第４図ａ−ｄに示すよ
うに設定される。
上述のブロックの割当てを行なう場合、トラックが最初
にトラックバッファに読込まれる時には最大トラック容
量分たとえば８ブロックが割当てられる。
にトラックバッファに読込まれる時には最大トラック容
量分たとえば８ブロックが割当てられる。
読込んだ結果、１部のブロックしか使用しなかつた場合
残りのブロックはフリーにされる。このトラックに書込
みが行なわれる時は再び最大容量分のブロックを確保す
るための割当てが行なわれる。公知のヒット（磁気ディ
スクのトラックを指定して読出を行なう場合に該当トラ
ックの情報がすでにバッファメモリに転送されている状
態）で読出しを行なう時はブロック数には変化がないの
でブロックの割当ては行なわれない。ブロックの割当て
における空ブロックの管理はブロック使用テーブル（Ｂ
ＵＴ）で行なわれる。このテーブルは１ビットで１ブロ
ックの状態を示し、“゜０゛がフリー，“ｒ゛が使用中
を表わし、たとえば５１２ブロックは５１２ビットすな
わち６νくイトで管理できる。この空ブロックが必要獲
得できなかつた時は、他のトラックの最近の使用量の最
も低いブロック（ＬＲＵと称する）を奪つて使用する。
しかしＬＲＵで奪つたブロックは、もし全く使われなか
つた場合には元に戻される。第５図は本発明の実施例の
構成を示す説明図である。
残りのブロックはフリーにされる。このトラックに書込
みが行なわれる時は再び最大容量分のブロックを確保す
るための割当てが行なわれる。公知のヒット（磁気ディ
スクのトラックを指定して読出を行なう場合に該当トラ
ックの情報がすでにバッファメモリに転送されている状
態）で読出しを行なう時はブロック数には変化がないの
でブロックの割当ては行なわれない。ブロックの割当て
における空ブロックの管理はブロック使用テーブル（Ｂ
ＵＴ）で行なわれる。このテーブルは１ビットで１ブロ
ックの状態を示し、“゜０゛がフリー，“ｒ゛が使用中
を表わし、たとえば５１２ブロックは５１２ビットすな
わち６νくイトで管理できる。この空ブロックが必要獲
得できなかつた時は、他のトラックの最近の使用量の最
も低いブロック（ＬＲＵと称する）を奪つて使用する。
しかしＬＲＵで奪つたブロックは、もし全く使われなか
つた場合には元に戻される。第５図は本発明の実施例の
構成を示す説明図である。
同図において、アクセスしようとするトラックの識別信
号はＵ（機番）、ＣＣ（シリンダアドレス）、Ｈ（ヘッ
ドアドレス）の４バイトで与えられ、トラック識別レジ
スタ１に一旦格納される。
号はＵ（機番）、ＣＣ（シリンダアドレス）、Ｈ（ヘッ
ドアドレス）の４バイトで与えられ、トラック識別レジ
スタ１に一旦格納される。
本発明のトラックバッファ装置ではこのＵＣＣＨ４バイ
トを受け、パッシング論理（ちらし技法）によりポタイ
ンタで位置付けハッシュ（ＨＡＳＨ）テーブルより出力
するトラック初期ブロック設定回路２により、トラック
の初期ブロックアドレス３が設定される。初期ブロック
アドレス３は前述のブロックアドレスレジスタ（ＢＡＲ
）８のＢＡＲ＃１に初期設定されるとともに、アドレス
レジスタ（０）４にセットされる。第３図ａ−ｄで前述
したように、各ブロックの先頭２バイトに１次のプロツ
クアドレスョが入つているため、トラックバッファ５の
ブロックの読出し／書込み進行する間順次１次のブロッ
クアドレスＪ６が読出され、ＢＡＲ８のＢＡＲ＃ｉ （
１＝１〜７）にセットされていく。この動作は１次のブ
ロックアドレスＪ６が（ＦＦＦＦ）１６すなわちオール
“゜１゛となるまで続けられる。
トを受け、パッシング論理（ちらし技法）によりポタイ
ンタで位置付けハッシュ（ＨＡＳＨ）テーブルより出力
するトラック初期ブロック設定回路２により、トラック
の初期ブロックアドレス３が設定される。初期ブロック
アドレス３は前述のブロックアドレスレジスタ（ＢＡＲ
）８のＢＡＲ＃１に初期設定されるとともに、アドレス
レジスタ（０）４にセットされる。第３図ａ−ｄで前述
したように、各ブロックの先頭２バイトに１次のプロツ
クアドレスョが入つているため、トラックバッファ５の
ブロックの読出し／書込み進行する間順次１次のブロッ
クアドレスＪ６が読出され、ＢＡＲ８のＢＡＲ＃ｉ （
１＝１〜７）にセットされていく。この動作は１次のブ
ロックアドレスＪ６が（ＦＦＦＦ）１６すなわちオール
“゜１゛となるまで続けられる。
この０次のブロックアドレスＪ６は同時にアドレスレジ
スタ（０）４のブロックアドレスを比較回路７からのオ
ール゜゜１゛以外の出力により更新し、（ＦＦＦＦ）１
６すなわちオール゜゜１゛となつた時オフされ、次のト
ラックの初期設定に移行される。ＢＡＲ８が全てセット
されると、最初のブロックアドレスがマイクロプログラ
ムで設定されるリセットポインタ１８を介しレジスタポ
インタ（０〜７）１６を位置付けして１次のブロックア
ドレスＪ９を設定し、マイクロプログラムによるセット
ブロックアドレス信号１０がオンされることにより、Ａ
ＮＤ回路１２を介しアドレスレジスタ（１）１３にセッ
トされる。この時ＢＡＲ８のＢＡＲ＃ｉを選択するため
のレジスタポインタ１６は０になつている。そして、ト
ラックバッファ４はアドレスレジスタ（１）１３でブロ
ックアドレスが指定されてデータ転送が開始される。す
なわち、トラックバッファ５の内容が４バイトレジスタ
１５に４バイトずつ読出されデータバスを通して外部に
送出されるか、または外部から４バイトレジスタ１５を
通してトラックバッファ５に格納される。データ転送に
伴つてアドレスレジスタ（１）１３のバイトアドレスは
インクリメントされるが、バイトアドレスの１部分がブ
ロックからオーバフローする時点をインクリメントカウ
ンタ１４で検出し、バイトオーバフロー信号を出力する
。これをインクリメントポインタ１７を介しレジスタポ
インタ（イ）〜７）１６を位置付けして１次のフ珀ツク
アドレスＪ９を設定し、バイトオーバフロー信号に対応
し．ＡＮＤ回路１２を介してアドレスレジスタ（１）１
３のブロックに１次のプロツクアドレスョをセットする
。これをトラックバッファ５にデータとともに格納する
かまたはトラックバッファ５から送出する。この動作は
ゼータ転送終了またはＢＡＲ８が（ＦＦＦＦ）１６にな
るまで繰返えされる。実施例では１トラック分のトラッ
クバッファについて述べたが、複数トラック分を格納し
前述のＬＲＵ特が適用できるトラックバッファが有効に
用いられる。以上説明したように、本発明によれば、可
変長形磁気ディスク装置の１トラック上の全データを複
数トラック分格納するトラックバッファメモリ方式にお
いて、バッファメモリを長さ一定のブロックに分割して
おき、各トラックに必要な数のブロックを用い、トラッ
クの先頭ブロックアドレスと各ブロック毎の次のブロッ
クアドレスを指定してデータを格納するものである。
スタ（０）４のブロックアドレスを比較回路７からのオ
ール゜゜１゛以外の出力により更新し、（ＦＦＦＦ）１
６すなわちオール゜゜１゛となつた時オフされ、次のト
ラックの初期設定に移行される。ＢＡＲ８が全てセット
されると、最初のブロックアドレスがマイクロプログラ
ムで設定されるリセットポインタ１８を介しレジスタポ
インタ（０〜７）１６を位置付けして１次のブロックア
ドレスＪ９を設定し、マイクロプログラムによるセット
ブロックアドレス信号１０がオンされることにより、Ａ
ＮＤ回路１２を介しアドレスレジスタ（１）１３にセッ
トされる。この時ＢＡＲ８のＢＡＲ＃ｉを選択するため
のレジスタポインタ１６は０になつている。そして、ト
ラックバッファ４はアドレスレジスタ（１）１３でブロ
ックアドレスが指定されてデータ転送が開始される。す
なわち、トラックバッファ５の内容が４バイトレジスタ
１５に４バイトずつ読出されデータバスを通して外部に
送出されるか、または外部から４バイトレジスタ１５を
通してトラックバッファ５に格納される。データ転送に
伴つてアドレスレジスタ（１）１３のバイトアドレスは
インクリメントされるが、バイトアドレスの１部分がブ
ロックからオーバフローする時点をインクリメントカウ
ンタ１４で検出し、バイトオーバフロー信号を出力する
。これをインクリメントポインタ１７を介しレジスタポ
インタ（イ）〜７）１６を位置付けして１次のフ珀ツク
アドレスＪ９を設定し、バイトオーバフロー信号に対応
し．ＡＮＤ回路１２を介してアドレスレジスタ（１）１
３のブロックに１次のプロツクアドレスョをセットする
。これをトラックバッファ５にデータとともに格納する
かまたはトラックバッファ５から送出する。この動作は
ゼータ転送終了またはＢＡＲ８が（ＦＦＦＦ）１６にな
るまで繰返えされる。実施例では１トラック分のトラッ
クバッファについて述べたが、複数トラック分を格納し
前述のＬＲＵ特が適用できるトラックバッファが有効に
用いられる。以上説明したように、本発明によれば、可
変長形磁気ディスク装置の１トラック上の全データを複
数トラック分格納するトラックバッファメモリ方式にお
いて、バッファメモリを長さ一定のブロックに分割して
おき、各トラックに必要な数のブロックを用い、トラッ
クの先頭ブロックアドレスと各ブロック毎の次のブロッ
クアドレスを指定してデータを格納するものである。
これにより、従来のトラック毎に最大レコード長を用意
する方式が不使用領域が半分にも達するのに対し、本発
明ではコード長の長短に拘らず不使用領域は１ブック長
以下であるから実施例に示すように１トツクが平均数百
ブロックに分割されるから不使）領域の割合は格段に小
さくなり、メモリの利用冫が向上することは明らかであ
る。
する方式が不使用領域が半分にも達するのに対し、本発
明ではコード長の長短に拘らず不使用領域は１ブック長
以下であるから実施例に示すように１トツクが平均数百
ブロックに分割されるから不使）領域の割合は格段に小
さくなり、メモリの利用冫が向上することは明らかであ
る。
第１図ａ−ｂ〜第４図ａ−ｄは本発明の原理２概略説明
図、第５図は本発明の実施例の構成を示す説明図であり
、図中、１はトラック識別レジスタ、２はトラック初期
ブロック設定回路、４はアドレスレジスタ（０）、５は
トラックバッファ、５８はブロックアドレスレジスタ、
１３はアドレスレジスタ（１）、１４はインクリメント
カウンタ、１５は４バイトレジスタを示す。
図、第５図は本発明の実施例の構成を示す説明図であり
、図中、１はトラック識別レジスタ、２はトラック初期
ブロック設定回路、４はアドレスレジスタ（０）、５は
トラックバッファ、５８はブロックアドレスレジスタ、
１３はアドレスレジスタ（１）、１４はインクリメント
カウンタ、１５は４バイトレジスタを示す。
Claims (1)
- １ 可変長形磁気ディスク装置の１トラック上の全デー
タを複数トラック分格納するトラックバッファメモリ方
式において、バッファメモリを、上記１トラック上に格
納しうる容量より小さい記憶容量を有し、次にアクセス
すべきアドレスが格納された複数のブロックメモリで構
成するとともに、該バッファメモリに対しアクセスする
際、最初のアクセスブロックのアドレスを指定するハッ
シュテーブル手段と、ブロックメモリをアクセスする時
点で前記次にアククセスすべきアドレスを読出し、かつ
ブロツクメモリへのアクセス領域を越えてアクセスする
時点で該読出したアドレスによつて次にアクセスすべき
アドレスを指定する次アドレス指定手段と、データを格
納したブロックメモリおよび空状態のブロックメモリを
管理するブロック使用テーブルとを具え、１トラックの
データをトラックバッファに読込む際、該当トラックの
データのレコード長に対応した数のブロックメモリに該
データを格納し、残りのブロックを空状態にすることを
特徴とするトラックバッファメモリ方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP55185692A JPS6046447B2 (ja) | 1980-12-29 | 1980-12-29 | トラツクバツフアメモリ方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP55185692A JPS6046447B2 (ja) | 1980-12-29 | 1980-12-29 | トラツクバツフアメモリ方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS57111757A JPS57111757A (en) | 1982-07-12 |
| JPS6046447B2 true JPS6046447B2 (ja) | 1985-10-16 |
Family
ID=16175183
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP55185692A Expired JPS6046447B2 (ja) | 1980-12-29 | 1980-12-29 | トラツクバツフアメモリ方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6046447B2 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6452957U (ja) * | 1987-09-30 | 1989-03-31 |
Families Citing this family (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4468730A (en) * | 1981-11-27 | 1984-08-28 | Storage Technology Corporation | Detection of sequential data stream for improvements in cache data storage |
| US4499539A (en) * | 1982-12-20 | 1985-02-12 | International Business Machines Corporation | Method and apparatus for limiting allocated data-storage space in a data-storage unit |
| JPS60150128A (ja) * | 1984-01-13 | 1985-08-07 | Hitachi Ltd | 回転形磁気記憶制御装置のバツフアメモリ制御装置 |
| JPS61156330A (ja) * | 1984-12-28 | 1986-07-16 | Toshiba Corp | 記憶装置 |
| JPS6249438A (ja) * | 1985-08-28 | 1987-03-04 | Hitachi Ltd | 共用記憶装置検索システムのデータバツフアリング方法 |
| JPH0644248B2 (ja) * | 1986-12-12 | 1994-06-08 | 富士通株式会社 | キヤツシユメモリ位置づけ方式 |
| KR100189230B1 (ko) * | 1993-06-03 | 1999-06-01 | 이리마지리 쇼우이치로 | 디스크 재생장치 및 방법, 디스크 기록 방법 및 디스크 |
-
1980
- 1980-12-29 JP JP55185692A patent/JPS6046447B2/ja not_active Expired
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6452957U (ja) * | 1987-09-30 | 1989-03-31 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS57111757A (en) | 1982-07-12 |
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