JPS6068430A - 磁気デイスク制御方式 - Google Patents
磁気デイスク制御方式Info
- Publication number
- JPS6068430A JPS6068430A JP58175402A JP17540283A JPS6068430A JP S6068430 A JPS6068430 A JP S6068430A JP 58175402 A JP58175402 A JP 58175402A JP 17540283 A JP17540283 A JP 17540283A JP S6068430 A JPS6068430 A JP S6068430A
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- Japan
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- sector
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- Pending
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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〕
この発明は、ｆａ気ディスク、特に所謂フレキシブルデ
ィスクと呼ばれる低速回転の磁気ディスクから、データ
を読出し或は沓き込むための磁気ディスク制呻万式に関
する。
ィスクと呼ばれる低速回転の磁気ディスクから、データ
を読出し或は沓き込むための磁気ディスク制呻万式に関
する。
一般に、フレキシブルディスクと呼ばれる磁気ディスク
（以下単にディスクと称す）上の所定セクタのデータを
読出したり、このセクタにデータを豊込んだシするため
には、第１図の概略横取図で示すように、アクチェータ
（２）上に実装されているヘッド（１１を２回転軸（３
）により矢印イの方向に回転しているディスク（４）の
、読み書きを行なおうとこ われる時点後ヘッド（１）かだ初にアドレス部が位置す
るトラック（５）上のセクタからそのアドレス部の内容
を読出し、それが読み省き対象セクタのアドレスと一致
するかどうかを判定し、一致していればそれのデータの
読み出し或は書き込みを行ない一蚊していなければデー
タの読み沓きは行なわず見込るという動作を行ない、こ
れが、読み書き対象セクタを検知する迄続けられる。即
ち第２図はディスク（４）のトラック（５）のトラック
フォーマットを示す図で、谷トラック（５）は、ＳＯｌ
、ＳＱ２．−。
（以下単にディスクと称す）上の所定セクタのデータを
読出したり、このセクタにデータを豊込んだシするため
には、第１図の概略横取図で示すように、アクチェータ
（２）上に実装されているヘッド（１１を２回転軸（３
）により矢印イの方向に回転しているディスク（４）の
、読み書きを行なおうとこ われる時点後ヘッド（１）かだ初にアドレス部が位置す
るトラック（５）上のセクタからそのアドレス部の内容
を読出し、それが読み省き対象セクタのアドレスと一致
するかどうかを判定し、一致していればそれのデータの
読み出し或は書き込みを行ない一蚊していなければデー
タの読み沓きは行なわず見込るという動作を行ない、こ
れが、読み書き対象セクタを検知する迄続けられる。即
ち第２図はディスク（４）のトラック（５）のトラック
フォーマットを示す図で、谷トラック（５）は、ＳＯｌ
、ＳＱ２．−。
Ｓ１ｒ ”、ｒ ｓｎ のＮＵのセクタにわけられ、各
セクタＳ０１〜ＳｔＨは１．アドレス部Ａｏ１．Ａｏ２
゜−−−、Ａｉ −、Ａｎとデータ部ＤＯ１１ＤＯ２，
−。
セクタＳ０１〜ＳｔＨは１．アドレス部Ａｏ１．Ａｏ２
゜−−−、Ａｉ −、Ａｎとデータ部ＤＯ１１ＤＯ２，
−。
Ｄｌ・・・、Ｄｎ から構成されている。ヘッド（１）
は。
は。
それの位置するセクタｓ１のアドレス部Ａ１ からアド
レス情報′！ｉ７絖出し、それが読み書き対象セクタの
アドレスと一致するかどうかの判定を、ヘッド（１）が
そのセクタのデータ部に位置する迄に行ない、一致して
いればそのデータ部の読出し畳き込みを行ない一致しな
ければ見込るという動作を行にまたがるデータの読み書
きを行なう場合、アクセスが開始されてから読み曹きヌ
」象セクタの内最初に読出すべきセクタ即ち先頭開始の
セクタにヘッドが位置する迄９例えその間に抗み岩きの
対象に含マれているセクタがヘッド位置を超過してもデ
ータの絖み１きを行なわす、無駄な待ち時間をＭしてい
た。例えば、トラツクン側−マツトがセクタＳｏ１から
セクタＢ２６迄の２６個のセクタからなるディスクで、
セクタＳＯ２からセクタ８２５迄のデータを航み書きす
る場合を考え、アクセス開始時点でのヘッド（１）の位
置は、第３図ａで示すように、セクタＳＤ３ の途中の
位置にあったとする。この時はヘッド（１）はセクタ８
０４ からそのアドレス情報を順次読出し、セクタＳ０
２ の−ｊ′ドレス情報と比較していき、第３図ｄの位
い４．即ちヘッド（１）がセクタＳ０２ のアドレス部
の位置に来る迄、セクタ８０４〜Ｓ２６及びＳ０１の２
４セクタ分−切データの読み１きを竹なわず回転待ちと
なる。
レス情報′！ｉ７絖出し、それが読み書き対象セクタの
アドレスと一致するかどうかの判定を、ヘッド（１）が
そのセクタのデータ部に位置する迄に行ない、一致して
いればそのデータ部の読出し畳き込みを行ない一致しな
ければ見込るという動作を行にまたがるデータの読み書
きを行なう場合、アクセスが開始されてから読み曹きヌ
」象セクタの内最初に読出すべきセクタ即ち先頭開始の
セクタにヘッドが位置する迄９例えその間に抗み岩きの
対象に含マれているセクタがヘッド位置を超過してもデ
ータの絖み１きを行なわす、無駄な待ち時間をＭしてい
た。例えば、トラツクン側−マツトがセクタＳｏ１から
セクタＢ２６迄の２６個のセクタからなるディスクで、
セクタＳＯ２からセクタ８２５迄のデータを航み書きす
る場合を考え、アクセス開始時点でのヘッド（１）の位
置は、第３図ａで示すように、セクタＳＤ３ の途中の
位置にあったとする。この時はヘッド（１）はセクタ８
０４ からそのアドレス情報を順次読出し、セクタＳ０
２ の−ｊ′ドレス情報と比較していき、第３図ｄの位
い４．即ちヘッド（１）がセクタＳ０２ のアドレス部
の位置に来る迄、セクタ８０４〜Ｓ２６及びＳ０１の２
４セクタ分−切データの読み１きを竹なわず回転待ちと
なる。
このように、従来の方式では同一トう゛ツク内に複数セ
クタにまたがってデータの読み書きを行なう場合、先頭
開始のセクタのアドレス全検知する迄データの読み書き
を行なわないので、そのアドレスの検知のための無駄な
回転待ち時間が必要となシ、読み書きに時間ｆｔ要する
という欠点があった。
クタにまたがってデータの読み書きを行なう場合、先頭
開始のセクタのアドレス全検知する迄データの読み書き
を行なわないので、そのアドレスの検知のための無駄な
回転待ち時間が必要となシ、読み書きに時間ｆｔ要する
という欠点があった。
この発明は、上記のような従来のものの欠点を除去する
ためになされたもので、読み簀きの対象となる複数セク
タに含まれるセクタのアドレスを検知したら、それが先
頭開始のセクタのアドレスでなくても直にそのデータ部
の読み書きを開始することにより１回転待ち時間を減ら
し、読み書き時間を短縮できる磁気ディスク制帥万式を
提供することを目的としている。
ためになされたもので、読み簀きの対象となる複数セク
タに含まれるセクタのアドレスを検知したら、それが先
頭開始のセクタのアドレスでなくても直にそのデータ部
の読み書きを開始することにより１回転待ち時間を減ら
し、読み書き時間を短縮できる磁気ディスク制帥万式を
提供することを目的としている。
以下、この発明の一実施例を図についてｍ関する。第４
図ａはこの発明のために新たにディスク制卸装置に付カ
ロされたデータバッファメモ＋１ ｉ示す図、同図すは
１トラツクが２６セクタに分けられた時の各セクタに対
するこのノくラフアメモリの割付は例を示す図である。
図ａはこの発明のために新たにディスク制卸装置に付カ
ロされたデータバッファメモ＋１ ｉ示す図、同図すは
１トラツクが２６セクタに分けられた時の各セクタに対
するこのノくラフアメモリの割付は例を示す図である。
即ちディスク（４）の１トラツク円の全セクタのデータ
分すべて収容可能なバッファメモリ（６）を設け、ヘッ
ド（１）から読出されたデータを直接ａｐｕに送り込ん
だり、ＣｉＪσから直接データを取出してヘッド（１）
により書き込んだりしないで、−ラドｍによって読み書
きを行なう際データ百−バツファメモリ（（；）に一時
４゛６納してＣＰＵＶＬｃ送り込んだシ、テイスク（４
）に岩き込むようにする。そして、読み書きを行なうべ
きセクタの検知も、抗み畳き対象の先頭開始のセクタの
アドレスと、ヘット（］）が位置するセクタのアドレス
との１対１の比較によって行なうのではなく、ヘッド＋
１１が位置するセクタのアドレスを抗出し、そのアドレ
スから次に来るべきセクタのアドレスを計算し、そのア
ドレスが読み摺−き対象の複数セクタのアドレス中に含
まれているかどうかを４−１Ｉ′／ｌすることによって
行なうようにし２次にヘッド（１）が位置するセクタが
読み薔き対象のセクタ甲Ｖ（−８まれでいるならば、そ
のデータを抗出し／くツファメモリ（６］のそのセクタ
に割合てられたセクタバッファに格納するか、そこに格
納しているデータを書き込み、含まれていなければ読み
書きを行なわず見込るようにする。
分すべて収容可能なバッファメモリ（６）を設け、ヘッ
ド（１）から読出されたデータを直接ａｐｕに送り込ん
だり、ＣｉＪσから直接データを取出してヘッド（１）
により書き込んだりしないで、−ラドｍによって読み書
きを行なう際データ百−バツファメモリ（（；）に一時
４゛６納してＣＰＵＶＬｃ送り込んだシ、テイスク（４
）に岩き込むようにする。そして、読み書きを行なうべ
きセクタの検知も、抗み畳き対象の先頭開始のセクタの
アドレスと、ヘット（］）が位置するセクタのアドレス
との１対１の比較によって行なうのではなく、ヘッド＋
１１が位置するセクタのアドレスを抗出し、そのアドレ
スから次に来るべきセクタのアドレスを計算し、そのア
ドレスが読み摺−き対象の複数セクタのアドレス中に含
まれているかどうかを４−１Ｉ′／ｌすることによって
行なうようにし２次にヘッド（１）が位置するセクタが
読み薔き対象のセクタ甲Ｖ（−８まれでいるならば、そ
のデータを抗出し／くツファメモリ（６］のそのセクタ
に割合てられたセクタバッファに格納するか、そこに格
納しているデータを書き込み、含まれていなければ読み
書きを行なわず見込るようにする。
以上の動作を、上述のトラック（５）のフォーマットが
セクタＳｏ１から８２６迄の２６のセクタからなるディ
スク（１＋で、セクタ８０２がらセクタ８２５迄のデー
タｆ絖出す時を例にとって具体的に説明する・すでに該
当するトラックへの位置決めが行なわれ、このアクセス
開始時点の回転中のディスク上のセクタ位置とヘッド（
１１との位置関係は第３図ａのように、ヘッド（１）が
セクタ８０．５ の途中にあるとする。この時点ではヘ
ッド（１）はセクタＳｏ３のアドレス部を通過ずみなの
でアドレスを読出さず２次のセクタ８０４のアドレス部
から、それのアドレスを読出し２次にくるべきセクタ８
（１５（７）アドレスを１例えば読出したセクタ８０４
のアドレスに１全加えて算出する。この次のセクタの
予測アドレスが、絖出しの対象としたセクタ８０２〜Ｓ
２６のアドレスに含まれているがどうがの判定を、ヘッ
ド（１）をセクタＳ０４ が通過し第３図すの位置にな
る間に行なう。今の場合、セクタＳ０５が読出し対象に
含まれているので、ヘッドｆｉ＋が第３図すの位置にき
て１次のセクタｓｏ５ からそのデータを読出し、第４
図すのバッファメモ１月６）のセクタバッファＢＯ５に
格納する。同時に、セクタ８０５ のアドレス部から続
出したアドレスから次のセクタ８０６ のアドレス全算
出して、それが読出し対象セクタのアドレスに含まれて
いるかどうかの判定を行なう。以下同僚にして、セクタ
Ｓ０６〜８２５ までのデータがｉ尻出され、そのデー
タがバッファメモリ（６）のセクタバッファＢ０６〜Ｂ
２５ に裕稍される。この時点のセクタのヘッド（１）
の位置関係は第３図Ｃのようになっていて次にヘッド（
１）の位置を通過するセクタはＳ２６である。
セクタＳｏ１から８２６迄の２６のセクタからなるディ
スク（１＋で、セクタ８０２がらセクタ８２５迄のデー
タｆ絖出す時を例にとって具体的に説明する・すでに該
当するトラックへの位置決めが行なわれ、このアクセス
開始時点の回転中のディスク上のセクタ位置とヘッド（
１１との位置関係は第３図ａのように、ヘッド（１）が
セクタ８０．５ の途中にあるとする。この時点ではヘ
ッド（１）はセクタＳｏ３のアドレス部を通過ずみなの
でアドレスを読出さず２次のセクタ８０４のアドレス部
から、それのアドレスを読出し２次にくるべきセクタ８
（１５（７）アドレスを１例えば読出したセクタ８０４
のアドレスに１全加えて算出する。この次のセクタの
予測アドレスが、絖出しの対象としたセクタ８０２〜Ｓ
２６のアドレスに含まれているがどうがの判定を、ヘッ
ド（１）をセクタＳ０４ が通過し第３図すの位置にな
る間に行なう。今の場合、セクタＳ０５が読出し対象に
含まれているので、ヘッドｆｉ＋が第３図すの位置にき
て１次のセクタｓｏ５ からそのデータを読出し、第４
図すのバッファメモ１月６）のセクタバッファＢＯ５に
格納する。同時に、セクタ８０５ のアドレス部から続
出したアドレスから次のセクタ８０６ のアドレス全算
出して、それが読出し対象セクタのアドレスに含まれて
いるかどうかの判定を行なう。以下同僚にして、セクタ
Ｓ０６〜８２５ までのデータがｉ尻出され、そのデー
タがバッファメモリ（６）のセクタバッファＢ０６〜Ｂ
２５ に裕稍される。この時点のセクタのヘッド（１）
の位置関係は第３図Ｃのようになっていて次にヘッド（
１）の位置を通過するセクタはＳ２６である。
このセクタＢ２６ と次のセクタＳａ１ は読出し対象
セクタ中に含まれていないので、これらセクタからのデ
ータの続出しは行なわない。しかしアドレスの絖出し２
次のアドレスの算出並びにこれが続出し対象に含まれて
いるかどうかの判定は行なわれる。この２つのセクタが
ヘッド（１）の位ｆｆＨ−に過した時のヘッド０）とセ
クタの位置関係は第３図ｄのようになっている。このあ
と、セクタ８０２゜Ｓ ０５． Ｓ Ｑ４のデータが胱
出され、セクタバッファＢＯ２，ＢＯ３，ＢＯ４に格納
される。この時点で絖出しの対象としたセクタ８０２か
らＳ２５迄のデータをすべてバッファメモリ（６）中の
該当セクタバッファＢ０２〜Ｂ、２６に格納したことに
ナク、ヘッドとセクタの位置関係は第３図すのようにな
る。
セクタ中に含まれていないので、これらセクタからのデ
ータの続出しは行なわない。しかしアドレスの絖出し２
次のアドレスの算出並びにこれが続出し対象に含まれて
いるかどうかの判定は行なわれる。この２つのセクタが
ヘッド（１）の位ｆｆＨ−に過した時のヘッド０）とセ
クタの位置関係は第３図ｄのようになっている。このあ
と、セクタ８０２゜Ｓ ０５． Ｓ Ｑ４のデータが胱
出され、セクタバッファＢＯ２，ＢＯ３，ＢＯ４に格納
される。この時点で絖出しの対象としたセクタ８０２か
らＳ２５迄のデータをすべてバッファメモリ（６）中の
該当セクタバッファＢ０２〜Ｂ、２６に格納したことに
ナク、ヘッドとセクタの位置関係は第３図すのようにな
る。
それからバッファメモリ（６）内のデータを所定の順序
でセクタＳ０２ のデータからＣＰＵに送シ出す。
でセクタＳ０２ のデータからＣＰＵに送シ出す。
以上の例によれば、データの読み書きを行なわない時間
即ち回転待ち時間は最初のセクタＳ ０４゜それにセク
タｓ２６およびＳｏｌの３セクタ分がヘッド位置を通過
する時間である。これに対し、従来のディスクｆｂＩＪ
岬方式では、前述のよう１Ｃ２４セクタ分のヘッド位置
を通過する時間が回転待ち時間であり、この発明による
制岬万式の万が回転待ち時間が遥かに少ないことが明ら
かである。
即ち回転待ち時間は最初のセクタＳ ０４゜それにセク
タｓ２６およびＳｏｌの３セクタ分がヘッド位置を通過
する時間である。これに対し、従来のディスクｆｂＩＪ
岬方式では、前述のよう１Ｃ２４セクタ分のヘッド位置
を通過する時間が回転待ち時間であり、この発明による
制岬万式の万が回転待ち時間が遥かに少ないことが明ら
かである。
以上の例は、トラックフォーマット、読出し開始セクタ
とセクタ数、およびアクセス開始時のヘッドとセクタの
位置関係を特定の条件で説明を行なったが、これらの条
件とは異なっても、殆どの場合従来方式にくらべ回転待
ち時間を減らせることは自明である。
とセクタ数、およびアクセス開始時のヘッドとセクタの
位置関係を特定の条件で説明を行なったが、これらの条
件とは異なっても、殆どの場合従来方式にくらべ回転待
ち時間を減らせることは自明である。
また書き込みの場合も胱出しの時と同様に回転待ち時間
を減らせることはもちろんである。
を減らせることはもちろんである。
以上のようにこの発明によれば、磁気ティスフ装置では
多く使用されているデータバッファメモリを、絖み沓き
制卸方式専用に付〃口するのみであるから、従来の磁気
ディスク装置をそのま＼使用可能で簡単かつ安価に構成
でき、しかも回転待ち時間を少なくし読み書き時間の少
ない性能のよいディスク側脚方式が倚られる効果がある
。
多く使用されているデータバッファメモリを、絖み沓き
制卸方式専用に付〃口するのみであるから、従来の磁気
ディスク装置をそのま＼使用可能で簡単かつ安価に構成
でき、しかも回転待ち時間を少なくし読み書き時間の少
ない性能のよいディスク側脚方式が倚られる効果がある
。
第１図は磁気ディスクとヘッドの構成を概略的に示した
斜視図、第２図はディスクのトラックフォーマットを示
す図、第３図はヘッドとディスクの各セクタとの位置関
係を示す動作説明図、第４図は、この発明に使用される
バッファメモリの一例を示す図である。 図において、（１）はヘッド、（２）はアクチェータ。 （４）はディスク、（５）はトラック、ＳＯＩ、８０２
．−＝。 Ｓｎはそれの各セクタ、Ａｏｌ、Ａｏ２．・・・、Ａｎ
は谷セクタのアドレスＬ％、Ｄ０１＋ Ｄｏ２＋・・・
。 ＤＯｎ はデータ部、（６）はバッファメモリ、ＢＯＩ
。 Ｂ ｏ２ 、 ＝、 、Ｂ ｎ はそれの各セクタバッ
ファである。 図中同一符号は同−或は相当部分を示す。 代理人 大 岩 増 雄（ほか２名） 第 １ 図 第２図 第３図 （ａ） Ｃｂ） （Ｃ） （ｄ） 第 ４ （ａ） に Ｃｂ）
斜視図、第２図はディスクのトラックフォーマットを示
す図、第３図はヘッドとディスクの各セクタとの位置関
係を示す動作説明図、第４図は、この発明に使用される
バッファメモリの一例を示す図である。 図において、（１）はヘッド、（２）はアクチェータ。 （４）はディスク、（５）はトラック、ＳＯＩ、８０２
．−＝。 Ｓｎはそれの各セクタ、Ａｏｌ、Ａｏ２．・・・、Ａｎ
は谷セクタのアドレスＬ％、Ｄ０１＋ Ｄｏ２＋・・・
。 ＤＯｎ はデータ部、（６）はバッファメモリ、ＢＯＩ
。 Ｂ ｏ２ 、 ＝、 、Ｂ ｎ はそれの各セクタバッ
ファである。 図中同一符号は同−或は相当部分を示す。 代理人 大 岩 増 雄（ほか２名） 第 １ 図 第２図 第３図 （ａ） Ｃｂ） （Ｃ） （ｄ） 第 ４ （ａ） に Ｃｂ）
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 同一トラック内の複数セクタにまたがるデータを胱出し
或は書き込む磁気ディスク制卸方式において、１トラツ
ク内の全セクタの全データを収容し得るバッファメモリ
を設け、所定トラックにヘッドの位置決めが行なわれア
クセス開始後ヘッド位置を最初にアドレス部が通過する
セクタのアドレスヲ絖出し、このアドレスから次にヘッ
ドが位置するセクタのアドレスを算出し、この算出され
た次のセクタのアドレスが、読出し或は書き込みの対象
とした複数セクタのアドレス中に含まれているかどうか
を判定し、含まれている場合はヘッドが次のセクタに達
した時そのセクタのデータを読出し上記バッファメモ１
↓に格納し、或は上記バッファメモリに格納されている
データを書き込み。 含まれていない時は次のセクタを見込ることにより、こ
のトラック内の所望セクタ中のデータを続出し或は書き
込むようにしたことを％徴とする磁気ディスク制卸方式
。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58175402A JPS6068430A (ja) | 1983-09-22 | 1983-09-22 | 磁気デイスク制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58175402A JPS6068430A (ja) | 1983-09-22 | 1983-09-22 | 磁気デイスク制御方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6068430A true JPS6068430A (ja) | 1985-04-19 |
Family
ID=15995461
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP58175402A Pending JPS6068430A (ja) | 1983-09-22 | 1983-09-22 | 磁気デイスク制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6068430A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6234256A (ja) * | 1985-08-07 | 1987-02-14 | Alps Electric Co Ltd | デイスクキヤツシユ装置 |
| JPS6292022A (ja) * | 1985-10-18 | 1987-04-27 | Hitachi Ltd | データ転送制御方法 |
-
1983
- 1983-09-22 JP JP58175402A patent/JPS6068430A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6234256A (ja) * | 1985-08-07 | 1987-02-14 | Alps Electric Co Ltd | デイスクキヤツシユ装置 |
| JPS6292022A (ja) * | 1985-10-18 | 1987-04-27 | Hitachi Ltd | データ転送制御方法 |
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