JPS6089871A - 多重チヤンネルサンプル・デ−タ記憶、検索用システム及び方法 - Google Patents

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。

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は概して多重チャンネルデータ転送に関し、一方
では一個以上のヘッドでディスク表面を横切って読取シ
を行なう磁気ディスク・システムのような、ブロック・
データの呼出し時間が一様でないことを必要とする大容
量記憶媒体間の転送及び他方ではデータの出所側／使用
側の間又はそのために用いられる中間バッファ記憶装置
の間での転送に関する。

現在、磁気ディスクに多重チャンネルディジタル・デー
タを記録する主要な技術は各種チャンネルのデータを順
次にインターリーブすることである。現在入手出来る最
も普通のディスク記録システムは各回転磁気記録面に対
し単一の読出し／書込みヘッドを用い又、多くの多重デ
ィスク、多重ヘッドシステムは今でも一回の読み出し又
は書き込みには一個のヘッドしか使えない。このように
、幾つかのチャンネルのデータを事実上単一の直列的流
れに形成してからディスク上に書き込み、後で読み出し
て該直列的流れを再現し、かくして多重チャンネルデー
タを復元している。

上述システムは簡単な１１１込み及Ｏ・読み出しデータ
に対しては申し分ないが記７Ａｌハブ゛インタル・デー
タで編ｍ５を行ないたい、１ル１合【、Ｉ°全く不都合
である。

一つのチャンネルのデータを他から独立して呼出すのは
回能である。一つのチャンネルのデータを他のチャンネ
ルのデータとタイツ、・シフトするのは実際上不ロＪ能
である１、この、１．・）乙“Ｊｏｌｔ　Ｘ７９件及び
タイム・シフト性は各％のテーク・ブＪ′イルかう多重
チャンネル映画のザウント冒・シックを制作するような
多（の用途で多）１ｊチヤンネル音声デイジタル・デー
タを編集する場合！１゛）に望よしい。

それ故に、本発明の肝凹な目的は、２チャンネル（ノア
。イル）以」二のディジタル・データをディスクに書込
み又ディスクからｔｆりＩｚ出す技術を提供することに
あシ、一方ではディス、りに出し入れするデータ転送を
高効率で行いつつ同１１、ｊに各チャンネルの編集を独
立して行なえる、Ｌうにすることにある。

本発明の他の１目的は限られた大きさのバッファ記憶装
置で高１川な転送効率を実現り、　ト１．っディスクに
対するディジタル・データの読み出し、書き込みを実時
間で行なえるようにすることにある。

次に、本発明を実施例について図面を参照して説明する
。

第１図は一般的なコンピュータ・システムで、本発明の
各種の技術を実現できる。ディスク記憶システム（’、
１１　）は回線（１５）、バッファ記憶装置（１３）を
介して消費装置（１７）に接続され、ディスク記憶シス
テム（１１）に記録されたデータは回線（１９）を通し
て消費装置（１７）で利用され且つ消費装置（１７）は
回線（２１）を通して該システム（１１）に蓄積するデ
ータを供給する。消費装置（１７）内のデータ源は任意
の多重チャンネル・データの流れでよ（、該システム（
１１）内の各チャンネルのデー夕は他のチャンネルと独
立して呼出せることが望ましい。

図示したシステム及び方法は多重チャンネル音声への一
応用に関するものであるが、地震記録、走査線図形及び
同様なもの等信のデータにも極めて有利に本発明の技術
を利用できる。ディスク記憶システム（１１）から回線
（１９）で受信したデータの利用例としては、消費装置
ｉ’５　（１７月）］の１゛テ・声編集装置がある。該
装置（１７）　６″、ｌ’個々のチ・１・／ネル・デー
タを回１Ｉｉｌ（１９）を通して受信−Ｊ−４１１図の
説明例では独立チャンイ・ル数（１，６と仮定しでいる
３、従ってデータ径路（１９）はディスク１ｔ１４　ｔ
ｌｊＬ　／ス′ノーム（１１）から多重チャンネル情報
を受イ（６するために三本の別回線を有し又データ径路
（２１）＆ｊ：ディスク１．ｉ：憶システム（１１）に
ディジタル情報な蓄）ｌＪｌｌするプこめに三回線を含
んでいる。勿論、２以上の他のいず」１．のチー＼・ン
ネル数でも本発明をいろいろな而で利用できる。

ディスク記憶システム（１１）、・・ツノア記憶装置（
１３）及び消費装置（１７）の動作を制御するために、
コンピュータ（２３）が割目１信号を大人バス（２５）
を通してディスク記憶システム（１１）′＼、バス（２
７）を通して消費装置（１７）へ伝える。１ｌｉｌｌ　
１ｉ＋ｌＩプログラムをバス（３１）を通して該コンビ
゛；コ−−り（２６）と交信するコンピュータ記憶装置
（２９）に記憶する。該記憶装置（２９）は、後で個々
のデータの流」シを呼出し且つ再現するために、ディス
ク記憶システム（１１）に記憶したチャンネル・データ
の各成分のトランク・アドレスを該７ステム（１１）内
に保持する。

第２図はディスク記憶システム（１１）の肝要な構成要
素を示す。複数の円形ディスク（３５−３５）を互に同
心円状に保持し、共通アクセス（６７）の周りを一定の
高速度で回転させる。各ディスクは上下に磁気記録面を
持つ。数多（の利用可能な商用ディスク記憶装置がある
が、Ｃｏｎｔｒｏｌ　Ｄａｔａ　Ｃｏｒｐｏｒａｔｉｏ
ｎ発売の標準１０枚ディスク・システムはその一例であ
る。

ディスク（３３）のような各ディスクは、ディスク制御
回路（４５）からバス（４３）を介して伝わる制御信号
に応答する電気機械機構（４１）によって半径方向にデ
ィスクを横切って前後に動く一対のアーム（６９゜４０
）を含む。各アームは、アーム（３９）の先端にあるよ
うな、単一の読出し／書込みヘッドを先端に保有シ、こ
のヘッドにはディスク制御装置（４５）に接続した単一
の導線（４７）を通してデータの流れが順次出入する。

ディスクから読み出したデータ又はディスクへ書込んだ
データは回線（１５）を介してバッファ記憶装置（１６
）に伝わる一方、読出し／書込みヘッド・アーム（６９
）舌の１＋＞置イど制御する信号は制御バス（２５）を
介して制御・シ冒１ν；　（ｌｌ　５　）に入る。

上記のディスク駆動装置の構；でぃｊｉｈ作は、広く使
用されているのでよく知１’＋Ｊｌ、ている。ここでは
本発明の各面を実施する一Ｊ二で上述記憶システムの用
法説明の単なる背景とし、て：；１シ連１．／（。上述
の市販ディスク駆動装置ｉ／１１には１０枚の１１１１
転デイスクがあシ、従って記録面は２０　ｉ／＋ｉ、−
その内１９面がデータ記録用に使用できる。　；（−２
０面に（］、データを記録する１」］形トラックの位置
識別用信°すがある。

２図の最上部ディスクに若干のトシック（５１〜５９）
を示すが、読出り、　／　１．ｉ込みヘット゛・アーム
がすべてディスク回転の中心（６７）にχ；Ｊ　ｌ、　
Ｉ＋１ｊＩｔ；＋に半径方向に出入するので、データは
一枚置きのディスク上の同一トラックに１１ヒ録さハ、
る。、１９面のデータ・ディスク各面上の同一トラック
が７リンダを形成する。上記の例でばこのような／リン
クが８０７個存在する。

本発明に係る上述ディスク式＋ｆｌ：　ｔｆ′：Ｊ装置
の基本的特性は待ち時間の長さであるｌｌｌ　’ｌ’、
）、１１す゛【、Ｉｌｉ　ｔ、　／書込みヘッド及びデ
ィスク面が相互にＩＡＵデータ位置から次のＡＵデータ
位置に移動する時間の長さでこの間データの転送はない
。Ｉ　ＡＵデータの呼出し時間は、該ＡＵがディスク上
で最後にアクセスし、たＡＵ位置からどれ位置れている
かによって変わる。読出し／書込みヘッドがＩ　ＡＵシ
リンダから次のＡＵシリングへ移動するに要する時間（
シーク待ち時間）とディスクが次のＡＵの先頭セクター
をヘッド迄回転するに要する時間（回転待ち時間）の双
方がある。上記の例では、ヘッドが１７１Ｊンダ動くに
はディスクの約土回転分の時間が掛かる、ヘッドは半回
転で１１７リング迄移動でき且つ１回転で７２シリンダ
迄移動できる。勿論、上述の移動時間中データの読出し
、書き込みは出来ず従ってデータ転送効率が下がる。

第２図の多重チャンネル・データ回線（１９，２１）は
データの実時間流れを図式的に示すもので、フロック又
は割当単位（ＡＵ）に分割される。例えばＡＵ（６１）
は、バッファ記憶装置（１６）に入るデータ・チャンネ
ルの一つを示す。実時間ＩｆＭ（ｓｇは６チャンネルの
おのおのに対するΔ１１４’）小ずもので、一時的記憶
のためバッフ゛／　１ｉｌ−：　ｔＪ：”、装置Ｉ“′
１−＼ｔ１１込む瞬間を示す。

同様に、２図の線（１９）で表わし、／こデータの流れ
はバッファ記憶装置（１６）かＣ）１１ダｉ：　、７．
、川［７たものであり、実時間線（６５）に関して示し
／（の（，１１，１図の消費装置（１７）内のデータ利
用装置・＼ｊ、ｌ、１．　、ＩＪＩ、するデータの流れ
の一瞬間を表わし一〇いる８、本発明の技術によって、
データをディスクからｉｆり１：出しつつ同時にディス
クへデータを書込むことができるが、その−機能又はそ
の他の機能を単独でも行なえる。各チャンネル・データ
は他のデータ・チャンネルとは別個のインテグラル（統
合）・データ・ファイルと見做して取扱い、これによつ
−Ｃ仙のチャンネルに関して各チャンネルデータの個別
アクセス、タイム・シフト等を行なうことができる。。

上述の実施例では、ディスクに記録したデータの各トラ
ックはディスク周辺の６２セクターに分かれる。即ち、
どの読出し／１１：込みヘッドを始動するかに従って、
ディスク・システム（１１）から３２セクターのデータ
がディスクの１回１１し、によって再現できる。この通
常型装置では、１時に始動できるのは上述の１ヘツドの
みである。ブロック・データ又は割当単位（ＡＵ）の大
きさは、６２又は６６セクタ一相等分迄選択でき、これ
はサンプリング速１ 度４８　ＫＨｚでの約−〜−秒の音を意味する。このよ
３ うに、ＩＡＵの大きさはデータ満載の２トランクよシ１
〜２セクター小さい。従って、同一ンリング上のトラン
ク間のスイッチングを１〜２セクターのみの回転時間内
で行なうことができるので、上記スイッチング間の回転
待ち時間が最小になる。

或チャンネル又はチャンネル全体に対する個別ＡＵは、
回転ディスク上に順次に記録することはなくむしろディ
スク上に分散して行ない、コンピュータ記憶装置（２９
）のテーブルは各ＡＵのディスク・アドレス・トランク
を保持し、各チャンネル・データの連続した流れを形成
するためにディスクＡｇｅ出しを行なう際に一括して復
元するのに用いる。

ディスク記憶システムのシーク待ち時間及び回転待ち時
間のため、ディスク上で各ＡＵを時間順次的に次のＡＵ
に近接して記憶することに反対する分散量ｔＱでは、単
一ブノ′イル（Ｒ：対−ｊるＩＺ期アクセス・タイムが
大［１）に増大１−２か１゛ノで・１リ付．ディスク・
システムの総合データ転送動Ａｌｅ督：ｌ：、完全な逐
次記録に於て読出し／書込みヘットがデーイ、７．夕を
横切って１シリンダから他のシリングへ順番に移動する
とき最大のデータ転送イ；；・域ＩＩを１．１＋つと考
えられる。

然し、上述の待ち時間の理由でフ゛−夕の流れをＡＵに
分割して分散シリンダー状に＋ｆｌ−：録する場合は、
理論的な最大帯域ｒｌｊは低−ドずイ１．。

それ故に、帯域中を最大に１．．１．　’）とする場合
には、分散記憶は望ましくなく、Ｉｌｌいく）べきでは
ないように見える。然し、本発明の−ｆ？ｌ（とじて以
下のことが明らかになった。即１＋、、′多中ノアイル
又は多重チャンネルデータなデ・ｆスフ・システムで記
録、検索する際に、単一ソ“）′ｒル又はチ電；ンネル
を呼出せる自在性或は同様に１ノ′ノ゛イル又はチャン
ネルの相対的タイミングを曲のソアイふ、チャンネルに
関してシフト（転移）できることが望ましい場合は、分
散記憶が実際ｐｃ紅イ１帯ｊ表を改善することを見出し
た。分散量ｔｔｉ　ｆ’、ｌ−、、ｌ・ｌｆｌ：ｊの個
別アクセス及びタイミング・シフトを行なわせる場合非
常に望ましい。分散記憶自体は新規ではな（、多くのコ
ンピュータ・オペレーテング・システムが利用している
。然し、上記システムの転送効率又は帯域ｌ〕は理論的
な最大ディスク・アクセス帯域中の５〜１０％に過ぎな
い。然し、本発明の技術によって最大帯域中の８０％に
迫る操作が可能となった。

この転送効率の向上に寄与した本発明の特性の一つはデ
ィスク上でのデータの物理的配置である。

２図の実施例では、交替データ・トランク（５１，，５
５及び５９）が各ＡＵの記録をセクターゼロで開始する
。

インターリーブ交替トランク（５３，５７等）はトラッ
クに記録したＡＵを、近接トラックの先頭ゼロセクター
から１８０°転置したセクター（１６）で開始する。

これは、他のＡＵのデータ読取りが完了しているトラッ
クの十回転以内で、読出し／書込みヘッドを新シリンダ
に移動させてデータ読出しを開始できるという重大な利
点を有する。例として上述した装置のヘッドは、１回転
以内でいずれかの方向で１１／す／タ迄移動−Ｃきイ）
１．ノｌ！１’、・：；の技術で（」２、ＡＵの記録は
各トランクのゼロ・セクターで開始し、従って最低−回
１ル−の無駄な１１．１間か川かり、ヘッドが１トラツ
クから他のトラック・＼移動しなければならない場合は
記録が１ｊえない１．勿；ｌ！！、コンピュータ記憶装
置（２９）がディスク−１，０５“１１なった記録トラ
ンクのおのおのに対して先頭１：クタートラックを記憶
する。

上述の、ディスク上にデータイト物理的に配置する静的
技術は簡単且つ容易にソノトウー１−ア・システム内で
利用できる。然Ｌ７、才１し−・四以上の異なった先頭
セクターを選択する場合は、史に高い効率が得られるが
、一段と＋Ｕ　ａｔなソフトウェアを利用する必要があ
る。一般法則は、ノリ１りのディスク・データ・トラッ
クに対し先ｖ′１セクターを力える次の数理的関係で表
わせる： （Ｓ／Ｎ）　（ｃｙｌ、　ｍｏｄｕ　Ｉｌｌ　Ｎ　）Ｓ
は１トラツク上の全セクター数、１．１　＋’、ｌ含め
ることが望ましい異なった先シ１′Ｊ回転土りター数で
ＩＩ　ｃｙｌ。

ｎ１０ｄｕｌｏ　Ｎ”はその先頭セクターを決めるべき
特定トラック数をＮで除した余りである。従って、２図
に関して記載した例は、Ｎ＝２及び５−６２でこの式を
満たすことが分る。即ち、１トラツクの初期先頭セクタ
ーは０次は１６、次は０・・・とディスク全面に亘る。

他の例として、若しＮ＝４を選んだ場合は、トラック０
の先頭セクターは０、トラック１では８、トラック２で
は１６、トラック６では２４、トラック４では岬・・と
ディスク全面に亘９このパターンを繰り返す。ディスク
全面に亘って周期的に変わる先頭セクターを持つことは
、絶対に必要ではないがソフトウェアの見地からは確か
に好都合である。成形床の即時割当ても、ディスク・ア
クセスの帯域中を増大する同一利点があるので利用でき
る。

第５図は各種の制約条件下でディスク帯革中を極大化す
るために時間上の或特定点に於て、どのＡＵをディスク
から呼出し且つ読取るかの決定方法を流れ図の形で段階
的に示す。６〜９図の詳細流れ図で部分的に補足しであ
る５図に示す方法は、ディスク−・システム（１１）の
どのチャンネル（本例では６チヤンネル）からバラノア
１．己１．ｉ：＋、装置汽（１６）に読み込む次の順番
のＡ’Ｕを黄ぶかをθ↓、ｉ二し、更にバッファ記憶装
置（１５）から到来１°るハ（１イビデイスダから読み
出す代りにディスクへ１１１込むべ、＼かどうかを決定
する。これは事実上回転デ・１２りのデータ・シリンダ
間の読出り、　／　１１込み−・ツ１の動作を最高の方
法でＪ１画することである。。

本７ステムのに１標は！１１殊制約条件下でディスク・
システムに対するデータ転ｊｘヰくを極大化することに
ある。転送効率は、すぐ陵に１；ソ１冒１）すべき数多
くのＡＵＯ中から、ヘッドのブタ−１ニス・タイム又は
シーク・タイムが最低になるような次のＡＵを呼出すよ
うに、読出し／）１；込みヘッドに中に指示することに
よって非常に大きくすることができる。然し分散記憶の
ため、バッファ記憶装置内の個別のチャンネル又はファ
イルの１．・の１．・のに対するＡＵ数が殊更不均衡に
なり得る。小太な制約条件はバッファ記憶装置の限られ
た記１λユ容１１ｉである１、同様に作用する制約条件
は、多くの場合に於て、読出し及び書込みを実時間で行
なうことである。然し本発明の技術によれば実時間操作
を希望しない場合でも同様にうま（作動する。例えば、
バッファ記憶装置が完全に一杯になった場合に、他方に
於て１チヤンネルに対し同時にデータがなくなった場合
は、システムを必然的に打切るか又は１チヤンネルから
データを単に省かなければならな（なるが、之は認めら
れないことである。

それ故に、ディスク・ヘッド計画法又は第５図及び付帯
図のアルゴリズム（算法）の目標は、限られたバッファ
記憶装置（１３）内で読出すチャンネルのおのおのに対
し充分バランスした数のＡＵを保持する要求に対し、ア
クセス・タイムを最小化する指令によって分散したＡＵ
の読出しの間にバランスを見出すことである。この方法
では、バッファ記憶が一杯にならないようにするため、
バッファから入手し立てのデータのＡＵをシステム中に
書込む機会も同様に追求する。

第５〜９図につき以下に述べる計画方法（算法）は、使
用者に応答し、行先装置（１７）が受容するＡＵの順序
を指定し、その後ディスク読出し／書込み命令の形で転
送ｌ７１画を（’＋す１１旨Ｊ−、、，１−の命令は、
上述した高効率転！凶の／Ｃめの四１′１にｌ１１−っ
てディスクに対し読出し又は−１１１込むＡＵの順ｎ・
イピ指定する。この転送訓画は最初にコンビエ・−タ（
２６）で開発し、直ちに又は或時間後にこの１１１両に
ｉｒｅ　−’、−）−ｃデータを転送する。泪画法では
、転送、；１両を作るに当ってコンピュータ記１、は装
置（２９）に１イ１Ａｌ°、シフζ１イＪ報で、ディス
ク、ＡＵ位置、バッファ及び実１１，１間をシミュレー
ト（模擬）する。

第５図の方法を詳説する前に、１及すると、第６図はデ
ィスク制御転送１１画を開発ずイ、　、’、Ｉｌ　４’
、″の或瞬間に於てバッファ記憶装置（１３）のシミー
１−レ・−／ヨンテ存在する６読出しチャンネル及び６
１１１込・７人チャンネルのおのおのに対するＡＵ数を
示ず３．実線矩形はバッファ内のＡＵを、点線矩形はデ
ィスク・／スデムから次に読出せるＡＵを示す、、第５
図に関して記すべき方法は、最初の胴間に１，２又は６
チヤンネルに苅し次のＡＵをディスク記憶装置から読出
すかどうがイ１で決定することである。本例では、２チ
ヤンネルに対する次の順番のＡＵは読出しヘッドによっ
て最小＋１．’１間で読出せるが、この決定によってろ
チャンネルに対するデータが実際上無くなると仮定した
。それ故に、可能な決定は６チヤンネルに対する次のＡ
Ｕを読出すことで、第３Ｂ図に示した通り次の瞬間にこ
れを実行した。

然し、ディスクから優先して読出すべきＡＵを決める工
程の一部として第５図に関して論ずべき方法でも、バッ
ファ記憶装置（１３）から到来するＡＵデータをディス
クに書込むかどうかを検討した。若し読出しよりも書込
み操作の実行を選んだなら、第３Ａ図の例では、選択し
た書込みＡＵは最もいっばいの４チヤンネルの最も古い
ものとなる。限られた容量のバッファ記憶装置（１３）
から追加的な容量を入手できるようにするためには、一
定周期で何かを読出すよシばむしろディスクに上述のＡ
Ｕを書込むことを決めた方が最も有利な場合がある。

第５図にこのような決定周期を完全に示した。

方法の第一段階（７１）では、ディスクからバッファに
読出す計画の候補ＡＵとバッファからディスクに書込む
計画の候補ＡＵの双方を初期優先リストに分類する。第
６図で更に詳しく示したこの段階では、既に述べた第６
Ａ図の点線で示し／こように、各チャンネルに対してＪ
ｌ；出すべき次のＡＵを識別する。

バ′ソファ記憶済ＡＵ数が最低のチャンネルに対して読
出すＡＵ、ｍ　３　Ａ図の例でＧｕ、６チヤンネル、は
ソフトウェア・ポインタで識別する１２段階（７１）の
一部として、最優先してディスクに、１：込む計画のバ
ッファ（１６）内のＡＵも識別する。、のサイクル中に
読出しよりもむしろ４１込み４１１定イ聯・決定した場
合は、第３Ａ図の４チヤンネルのノにΔ１１；の△し１
となる。

ＡＵは複数個のグループでコンビ゛ユータ記憶装置（２
９）内に記録され、このようなりループのおのおのをフ
ァイル転送項１」（Ｉｉ”４’Ｊ）　、−吋ぶ。第４Ａ
図はこのような４１ｉ’Ｔｉを７Ｊｅす即ち、１チヤン
ネルに対するＦＴＩ　７３，７５．２チヤンネルのｉ”
ｌ’＋　７７及び６チヤンネルのＦ’Ｔｌ７９．第４Ａ
図に小１−．　ｌニー、７１画周期の或一点で、Ｆ’ｒ
Ｉ７３と７９は模擬１１．７．１１窓（８１）内にあり
、そのＡＵを分類し、第５図の方法段階（７１）によっ
て初期選択を行ない、本−ソイクル中に占込み又は読出
す予定の少数のＡＵにしぼる１、第４１３図に示すよう
に、若干の読出し又は−）込・々サイクル後には、模擬
実時間線、従って窓（８１）がディスクから読出すべき
データに関して移動している。窓（８１）内にあるＦＴ
Ｉはどれでもアクティブ（活）・ファイル転送項目（Ａ
Ｐ’Ｔ工）と見なす。

再び第５図に言及し、次の段階（７６）では、バッファ
（１６）内の１又はそれ以上の読出しチャンネルに対し
ＡＵが無（なる事態が発生するがどうかを調べる。発生
するとなると段階（７５）に示すように、ディスク上の
読出しデータＡＵの入れ換え指令を行なう。若し現在よ
りもディスク・ヘッドに大いに近い最も空いているチャ
ンネルの次のＡＵに対しシリンダを発見出来るなら入れ
換えは成功し、大巾にアクセス・タイムが低下する。若
し成功なら、段階（７７）に示したように工程は次の段
階（７９）に戻る。然し、事態を改善できないなら、ブ
ロック（８１）に示したようにこの方法は失敗で７ステ
ム打切りとなる。

若し段階（７３）で、シミュレートしたバッファ記憶装
置内の読出しチャンネルの一つが空が又は空になりそう
かを検出しない場合は、次段階（７９）へ進み開発した
転送８１画を少し、の周期遅らせるべきかどうかを問う
。転送をずつとうｉ’：ｒｆさせてディスクから１ジを
出したばかりのＡＵでバノノア（１３）を一杯にし、こ
のＡＵを利用装置（１７）に転送する迄に少しの周期待
たせ７）ｊ；うにずイ）（−とかできる。若しディスク
から他のＡ［Ｊを受容するバソノア・スは−スが無くな
りそうな事態が発生し且つ若しディスクに書込むべきも
のがバソノア内にない場合は、段階（８３）に従って他
の読出し又は１１１込みを行なう前にどれ位の長さの遅
れが必安かを問う。段階（８５）で必要な遅れの１（１
：丈ンミーＬレート１１．５間の増分を行なう。待ち時
間の間にバノン７’（１３）のデータをデータ利用装！
（１７）へ移すことが出来るので、バッファ（１３）に
余裕が生じディスク記ｊ’、ｊ′５．　、’／システム
１１）から更にデータを受容できる」、うになる。

若し保持の必要もなくｔ：１ちの、Ｆｌ、　′））、も
ない場合は、次の段階（８７）で、最も早く到１・ｈで
きるチャンネルに対して読出すべき次のＡＩＪを菖む／
リングをアクセスするためヘッドの移動をｉ）１画う゛
べきかどうかを決定する径路（８９）に従うか又Ｉ′；
１′、各チー）′フチ−に対するバッファ（１３）内の
ＡＵ数のアンバランスのため径路（９１）に従うべきか
どうかを決める。径路（９１）ではバッファ（１３）内
のＡＵが最も少ないチャンネル、第３Ａ図の例では３チ
ヤンネル、での読出しを優先する。若しこの径路に従う
場合は、段階（９３）で更に最適化を行なう。その詳細
は７図に示す。若し径路（８９）をとるなら、第６Ａ図
の例では２チヤンネルのＡＵを読出す、何故ならば次の
ＡＵ決定を行なった時のヘッドの位置に最も近いディス
ク・シリンダ上にあったからである。この段階は５図の
ブロック（９５）に示す。ブロック（８７）で示した決
定方法が本発明の一面の主要な特徴なので以下に詳記す
る。

ポイント（９７）では、ディスク記憶システム（１１）
から読出した次のＡＵを受けるチャンネルとしてどのフ
ァイル又はチャンネル、前述の例では全部で６チヤンネ
ル、を優先するかについての決定は既になされている。

それから決定（９９）では、方法（ｊｏｌ）に従ってこ
の最優先ＡＵをディスクから読出すかどうかを決定する
か又は段階（１０３）に従って最優先データＡＵをハッ
ンアからディスク・システムに書込むかどうかを決める
。若シ、ノ°・−タＡＵを書込むことを選んだなら、第
３Ａ図の例でｉ：ｔ　−ｚこんでいる４チヤンネルの矢
印をつけん最も早いＡＵを書込むことになる。読出し又
＋：ｌ：　、ｌｊ込ツＪ決める方法（９９）は後で第８
．９図につき８１説ずイ）１゜第５図の選択方法のポイ
ント（’１ｌＪ５）では、ＡＵをディスクから読出ずか
又はデ・ｆ７．クヘ用込むかを指定するかどうかは決定
性で、７１シトな単−ＡＵをこのような操作に対し謂画
し″（いイ）１、フロック（１０７）で示す段階でシス
テムを史浦し５、次の同様な決定に備える。次の選択ザ
イクルでどのう′−タＡＵを対象とするかの決定、同様
に功］７い、Ｔノｅ出し／書込みヘッド・シリンダの識
別に当り模擬実時間線が前進する。第５図に概要を示し
／こ選択二［程がその後この新設の情況に対し繰はさ１
＋、る、１前述の通り方法段階（８７）に小［１，／こ
決定−は５図に示した工程にとつ−Ｃ４！ｌ１１めて垂
す５：で、決定の根拠となった量は段階（７１）の一部
とシアー（初めに泪算する。

段階（７１）は６図に詳しく示す。１トノ°ｅｌｌＶり
及び−１Ｕ込ろチャンネルの各に対し一連の計算を始め
に行なう。

第１段階（１１１）では、所与の瞬間に１チヤンネルに
対しバッファ（１６）内に記憶するデータ量を完全に計
算する。若しデーター量が一定の閾値未満に下ると、０
から始まる累算器を一丈増分する。閾値はディスク回転
時間又はバッファ内のＡＵ数で測定できる。このように
、全チャンネルを調べた後の累算器の数は、チャンネル
のバッファ記憶済データがこの閾値未満のチャンネル数
に依存すると見られる。

次の段階（１１３）ではデータ量の逆数をとる。通常は
チャンネル内のＡＵ数で計る。この逆数な０から始まる
別個のアキュムレータに加算する。全チャンネルを調べ
た後の結果がグローバル（汎用）緊急度数で、若しチャ
ンネルが概して空なら太き（チャンネルが大きいなら小
さい。

次の段階（１１５）では調査チャンネルに対しバッファ
内にある読出し又は書込みＡＵ数を計算し、ブロック（
１１７）に示すように各チャンネルにつき刷算したかど
うかを問う。若しＮｏなら、段階（１１１゜１１６及び
１１５）で泪ｑし／こ１１１イぐ次のノ”ヤンネルで再
び計算する。

全チャンネルの：ｖｒｈ査か６３［んだ’Ｌｉ　０は、
単一の読出し又は店込み泪多′１をする／ζめ５１゛／
ｌの方法の決定（８７）の閾値Ａと比較ずろＬｌ’ｌ、
−１＋’Ｉイし・段階（１１９）で開発する。段階（１
１３）を各チャン−ｒ、ルに適用した結果としてアキュ
ムレータで４！）　Ｉｃθ１．用緊急度は使用したチャ
ンネル数と無関係である３、同一の閾値Ａを第５図の段
階（８７）で使用ずイア１．使用チャンネル数は無視し
てよい；又第６図の段階（１１ろ）による汎用緊急度の
計算法は変らない１．チャンネル数の増加につれて計豹
した数値（土幾分ｌ：’ｌ’ｌ　（なるが、これは自動
的に必決な安全策と４・る１、伺故ならば、チャンネル
数が増えるにつ、Ｊｌ、　”（＝：、チャンネル内のＡ
Ｕ数の変動を少なくできるからである。即ち、チャンネ
ル数の増大につ」してチャンネル内のアンバランスの量
をより狭い限界内に保持しなければならない。理由は、
チャンネル数が大きい程困難に陥るチャンスが増大し、
１ナー１′ンネルに対してバッファ記憶済読出しデータ
が無（なる原因となるからである。

然し汎用緊急度で反映できないような、１チヤンネルに
対する障害の可能性に注目するのは大切であシ、各チャ
ンネルに対し計算段階（１１１）で開発した局部限界計
算を用いて段階（１１９）に於ける汎用緊急度を上方修
正することになる即ち、若し第５図の段階（８７）に従
って単一閾値Ａと比較すべき現実的な数が必要なら局部
計算を用いる。例えば、若し局部限界値が２未満なら（
即ち、閾値未満のデータ量を持つチャンネルが２未満）
汎用緊急度の調整は行なわない。然し、若し局部限界値
が２以上なら（２以上のチャンネルがバッファ記憶済デ
ータを殆んど持たない）小さな一定定数を汎用緊急値に
加える。結果的に得られた閾値Ａに匹敵する量をここで
は’　ｕｒｇｅｎｃｙ’“（緊急量）と称する。

選択的に、局部限界及び汎用緊急度には別個の閾値を設
定し、（１１１）及び（１１３）の各段階で累算した値
と比較することができる。然し単一閾値Ａ、従って単一
比較（８７）はよシ便利で、第６図（１１９）段階の汎
用ｌＸ′：急度に局ｒ’１５限界１１１′ｌイＣ＋ＩＩ
ｉ　ｒｒ　＋　ルコトによって比較すべき数値を調：ｌ
＋（シ゛ｃ　、ｒ　ｊなう。

上述の選択、比較技術のいず旧、に於ても、第５図の段
階（９５）に’ＯＬって最小のアクセス・タイムで読出
すべきかどうか又【、１″段階（９０）の１１１殊情況
の存在を調べた後で、最も空い−Ｃいる・くノノア記憶
済チャンイ・ルを満たずＡＵをディスクからｉｆり１：
出すかどうかを決定するに当って（・、１１１．Ｊ、：
　ｉｆｆシの１１′Ｌ−チャンネルの各のθＬ用及び局
部！１゛ろ１−１なＪ５１．、！、Ｘする１、再び第６
図に１１及すると、段階（１１９）で緊急度を決定した
後、段階（１２１１）で４１；：　擬バッファ内に最小
量のデータを有するアヤンイ、ルイＣ識別する（従って
転送計画を実施する場合（，１・・ソフ′ア（１３）内
に最小量のデータを有することになる）、これは第３Ａ
図の例の３チヤンネルに当る。以下に述べる後の工程で
変更されない限り、ｈ１１２によって省略時の選択がな
さり、、実施さＪｌ、ることになる。

反対に段階（１２３）では、若し区で、１１込みを行な
うことが決まるなら、・・ツソア（１６）内に殆んどの
ＡＵを持つことになるナー）′ンイー　ノＬ　イＩ−識
別する即ち、段階（１２ろ）で識別したチャンネルでそ
の後ディスクへ書込む最も古いＡＵｏ 各種のチャンネルに対するデータのバランスを促進する
ために、一度第５図に於ける決定により読出しを選択す
る径路（９１）に従うと、７図に詳しく示した通り第６
図の段階（１２ろ）で識別した最も空いているチャンネ
ルよりはむしろ、他のチャンネルに対する次のＡＵデー
タの方が読出すのに適していないかどうかを見るために
再び段階（９３）で事情調査を行なう。

第７図につき言及するとこの省略時の／くランスした読
出し選択を妨害するかどうかを決めるため、数多くの決
定を行なう。頭初に行なった決定（１２７）は、いずれ
かのチャンネルがＡＵで計った一定閾値Ｂ未満のバッフ
ァ記憶済読出しデータを有するかどうかに依存している
。若し未満の場合なら、第６図の段階（１２３）で決定
した省略時の読出しチャンネルを妨害せす、処理は直接
径路（１２８）によりブロック（９６）の終点に向う。

然し、バッファ中に空の読出しチャンネルが無い場合は
、段階（１２９）で少くとイ）一定数Ｃの空いていイ）
バッファのイｊ無イ１ニ調・・４１１１名しあれば処理
は段階（１２３）へ進むｏ　Ｌ？’ｒ　Ｌ　ｌ＋す、１
１．ば、それ以上の調査なぜずむしろ省略１１．１の！
！７１□Ｉｌｉ　Ｌ−、シーヤンネルをバイパス径路（
１２８）で保ｊ、１すく）、１段階（１３１）では、若
しそのチャンネルにλ・Ｊず４１次のＡｔＪを読出すシ
ーク・タイムが小閾値１〕未７．ｉ７７な４’Ｊ　ノＩ
ｌ’ｔばれた省略時の脱出しチャンイ・ルを保１．１で
きる４、第７図に示した処理（９６）の目標は、若しバ
ラノア１、ピ憶済データ・バランスの一定条件を’ｉｉ
ｋ’ｉ　ｊこずなＶ）、ディスクから次のＡＵを読出ず
シーク・タイムを減少させることにあるので、条件（１
３１）で（土−・Ｈ９−優先データ読出しＡＵＫ対する
シーク・タイムか極ＱｉｉＩｉに低いことを発見すれば
照会を終了させ１．Ｊことができる。この条件下では改
善する機会は低く１）ｆ−ってそれ以上の照会はしない
；泪画十のこの装置でに、Ｉ、省１略時の読出しを選択
して行なう。

然し、若しシーク・タイツ・が１・”Ｊ　ｆｕ’ｉ：　
Ｉ）より大きいなら、処Ｊｊ［はループに移り他のデー
タ・チャンネルの一つと第６図の段階（１２５）で選ん
だ省略時のデータ読出しチャンネルを比較する。このル
ープによってこの他チャンネルが次の読出し候補として
良いと決まるなら、先に決めた省略時の読出しと入れ代
わり４、再び更に他のチャンネルで処理を繰シ返し他チ
ャンネルを新らしい優先呼出しチャンネルと比較する。

然し、第２のチャンネルが優先読出しチャンネルより決
して良（ないことが分かると、第６のチャンネルを省略
時の優先読出しチャンネルと比較して処理を繰返す、以
下同様。

この２チヤンネル比較ループに言及すると、段階（１３
３）では優先チャンネルと比較した新チャンネルの読出
しでディスク・アクセスタイムが閾値８未満かどうかを
決定する。若し未満でないなら、チャンネルの次の読出
しＡＵを省略時の値と入れ代える候補にはできず、処理
は径路（１３５）を経て終了する。

然し、若し第２チヤンネルでの次の読出しＡＵのシーク
・タイムが閾値Ｅより小さいなら、限界゛決定（１３７
）で第２チャンネル読出しＡＵのシーク・タイムが最優
先省略時読出しのシーク・タイムよシ小さいかどうかを
決める。オ°１Ｌ７小良くないならそれ以上照会を続け
ろ１．１的（Ａ、全＜ｌいが、若し短かいなら、第２読
出しチャンネルに対するバッファ（１ろ）内のデータ）
Ｊが最１憂先読出り、Ｊ−ヤンネルのデータ量より遥か
に大きいかどうかを次に決定する。

若し大きいなら、それ以上イのバランスを促進するのは
望ましくなくむしろ優先９′１略１１４読出しチャンネ
ルが優位性を保つ。段階（１４１）に示した通り、優先
読出しを何か他のものに変える前には低シーク・タイム
及びバランスにつき他の組合せを要求することが更に望
ましいかも知ノ１．ない。

省略時の優先データΔ］ノに１１１、Ｉ　ｌ−、−Ｃ１
若し第２チヤンネル・データＡｌｌ　ＩＩＣ対しＩ：　
ｅｌｋ　１’ｌｌ定ｊ、（準のすべてを満たせるなら、
段階（１／１３）では、初めの省略時の値よりはむしろ
第２チー）′ン；「、ルデータＡＵを優先すると指定す
ることになろう１．若し段階（１４’５　）で、比較が
未完了と決定するなら、尚他の読出しチャンネルの比較
処理を繰り返す。最終の結果は、第６図段階（１２３）
で、＋ｉ別した読出しチャンネルが残るか又は幾分率さ
いアクセス・タイムを持つものが新しい優先読出しチャ
ンネル・データＡＵとして之に入れ代わるかのいずれが
である。

第５図の段階（９３）での決定内容を要約するには、第
７図に詳細を示したように、全体図にはめ込むとよい。

第５図のポイント（９７）では、径路（８９）に従うべ
きかどうかは段階（８７）で既に決定している又段階（
９５）に基づくか又は選択的に径路（９１）を取るかに
よって、優先読出しはどちらが最短アクセス・タイムを
持つもので決まる。径路（９１）では、特異な情況のた
め段階（９３）でどんな調整を行なうかに従って、各チ
ャンネルに対する・（ソファ記憶済情報間のバランスの
とれた状態の保持に資する優先読出しデータＡＵを決定
する。

段階（９９）では、読出し及び書込みが同時に発生して
いる場合に於て、決定したチャンネル・リード・データ
ＡＵを読出すかどうか又はＡＵをディスクの空の部分に
書込む方がより適切かどうかを決定する。第８図にその
決定を行なった過程の判定基準を示す。段階（１３１）
では、若しバッファ（１６ン内にディスクに書込むＡＵ
がないなら上述の読出しを行なわせる。若し書込めるＡ
ＩＪ　／Ｊ＝少くとも一個あるなら、段階（１５ろ）で
、ディスクからバッノァに転送する消画の読出しＡＵＩ
Ｊ″−あるかどうかを問う。若しないなら、段階（１５
５）を実行し−ＣどこにＡＵを書込むかを決定する。一
般的にＱ」、ヘラＩ・の現在位置から最短アクセス・タ
イムのンリ／りになる。

然し、若し読出しを行なうものがあるなら、段階（１５
７）で空いているパツソア記憶装置の総数を調べる。若
し空きバッファ数が閾値１１・未満ならｌ。

込み段階（１５５）を実行する。何故に：らば追加読出
しＡＵ用の空間をつ（るためにバッノ／’（ｊ５）をク
リア（消去）するのは最高に爪「隻である。若しバッフ
ァ数が閾値Ｆより大きいなら、；１１込みはそれ程切迫
していないので次の決定（１５９：）を行ない、汎用読
出緊急度が閾値ＯＪ：＃）大きいかどうかを決める。若
し大きいなら読出しを行なう、何故ならば緊急度が高い
ことはバッファ（１幻内の読出しチャンネル間のアンバ
ランスな１１１」況イビ涜、味する。閾値Ｇは必ず初め
の決定段階（８７）の１・“嗣値Δより僅かに大きくす
ること。

若し緊急度が低いなら、段階（１６１）によって、余分
なアクセス・タイムを掛ケスにパ゛ツフ７（１３）内の
データＡＵをディスク・シリンダの空白部に書込めるか
どうかを決めるチャンスである。若し書込めるなら、最
優先データＡＵを余分な時間を必要とし々い場所に書込
む。若し書込めないなら段階（１０１）に従って読出し
を行なう。

第９図に言及すると、段階（１６１）の主要事項を図式
に示す。段階（１６３）では、ディスク・ヘッドが現在
位置から次に読出すデータＡＵを含むシリンダに移る際
に、アクセス・タイムを増やさずに呼出せるＡＵを書込
むスペースを有する全ディスク・シリンダを識別する。

若しヘッドが現シリンダから次に指定した優先読出しＡ
Ｕに移動するのに半回転以上を要したなら、その間のシ
リンダには書込みＡＵを受容できる空白部があシ得る。

例えば、特に計画した読出しアクセスに一回転を要し、
おのおのから半回転の中間に空白部があるとすれば、書
込みと次の読出しは同一のアクセス・タイム合計１回転
で行なえる。

一度上述のＣＩＪ能性を識別−ｊイ）と、段階（１６５
）で、書込みのため上述シリンダの−”、）　’／；（
選ぶ。データＡｔｌと物理的に多少パランスジ２）、−
状態でディスク・シリンダを保Ｊ＼１するために、余分
なアクセス・タイムをかけずに１１１込めるシリンダ中
で、最低数量のデータを持つものを段階（１６５，）で
選出する。若し、最も古いＡＵを最没先１１１込・ｂ、
データＡＵに指定した特定チャンネルに対する。＜ツパ
ノ′記憶装置（１３）内の記憶ＡＵ数が１・°η値１１
より大きいなら、該ＡＵを書込む。小さいなら、／・ソ
ファ（１６）内でディスクへの書込みを待っているＡＵ
数はそれ程多くないことを示し、荀込み（１０５）より
むＬ７ろＩＴ７も出しく１０１）を選ぶ。

本発明の各局面を利用した！１１１に幻ましい実施例に
ついて述べてぎたが、出願人（，１１・記実論量に限定
する。ことなく前述の／１”１許ｉ！Ｉ’ｌ−’Ｊ（の
・１（１≧囲内での本発明の十分な保護に対する権利を
（５”４Ｊする。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の各局面か実施できるコンピュータ・シ
ステムの１１４成れ四国３゜ 第２図は１図のディスク記憶システムの詳絹１図。 第３Ａ、３Ｂ図は本発明の各種操作を示すタイミング図
。 第４Ａ、４Ｂ図は本発明の操作を示す追加タイミング図
。 第・５図はディスク記憶システム及びバッファ記憶装置
間のブロック・データの読出し及び岩込み順計画法の実
施例を示す総合流れ図。 第６．７．８図は５図に示す方法の一部拡大図。 第９図は８図の一部に係る補足図。 １１・・・・・・ディスク記憶システム１３・・・・・
・バッファ記憶装置 １７・・・・・・消費装置 ２９・・・・・・コンピュータ記憶装置５５　、３５・
・・回転ディスク ５１〜５９・・・トラック 特許出願代理人 弁理士　山　崎　行　造 ｔｉ益み　誂み出し ｉ１１！Ｆｎ魚 ＦＩＧ、９゜ 手続ネｉｌｌ　ｉ市用書 １　事件の表示 昭和５９年特許願第１６８７３２１”１、発明の名称 多重チャンネルザンプル・データｒｌ＋、！伯、検索用
シスン２ム及び方法３　補正をする者 事件との関係　特ｒ［出願人 同所 氏名　（８８２１）弁理士生１１１色部５　補正命令の
日付 昭和　年　月　１」 ６　補正の対象 ７　補正の内容 別紙のとＪ５す（内容に変更なし）

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 （１）　ブロック・デジタル・データを記憶及び消費す
   るシステムにして、 複数個のデータ・ファイルの：１４・のおのに対し、ブ
   ロック・デジタル・データを分散して記憶する磁気ディ
   スク記憶システム、と、 上記複数個のファイルの１．・の」・・のに対し、上記
   ブロック・データの少なくとも一個を記憶するバッファ
   記憶装置と、 上記バッファ記憶装置に接続されていて、上記複数個の
   ファイルのおの：１、・のかも同時に、該記憶装置内の
   ブロック・データを予定の実時間率で消費する装置と、 上記ディスク記１．αシステム・と上記ノくソファ記憶
   装置とに接続されてい°（１，１ユ記データ・ファイル
   のおのおのに対し１．、ｌ　１ｆ１２消費装置す１によ
   って、必要に応じて所与の時に、上記記憶システム内に
   十分なデータを保持する指令で、該ディスク記憶システ
   ムから該バッファ記憶装置に一回に一個のブロック・デ
   ータを転送する装置とから成シ、 上記消費装置に充分なデータを供給することによシ上記
   ファイルのおのおのからブロック・データを上記予定率
   で同時に実時間で消費できるようにしたデータ記憶及び
   消費用システム。 （２）　特許請求の範囲（１１項に記載のシステムにし
   て、上記ディジタル・データがディジタル化音声情報を
   含み且つ上記複数個のデータ・ファイルが複数個の音声
   チャンネルを含むデータ記憶及び消費用／ステム。 （３）　少なくとも二個のデータ・ファイルの連続した
   ブロック・データをディスクに同心円方式のトラックに
   記録し、各トラックがトラック周辺に上記データを受容
   する複数個のセクターを有し且つ各トラックの特定回転
   位置で上記１セクターが１ブロツク・データの先頭を受
   容するよう指定したｆｆ１Ｊ　１時呼出しディンタル用
   テイスク記１意／ステムにおい−Ｃ１上記円形トシック
   に記録したブロック・データ位置ｉｊ１．ｌＪ　、’＋
   ｉ’、の力θミであって、少なくとも二個のデータ・ン
   アーイルに対し上記円形トラックの分散し、た物理的に
   非順次的位置に連続したブロック・データを記録し、各
   トランクのブロック・データの記録をトラックの先頭セ
   クターから開始するごとにより、上記ディスクの全トラ
   ックの先明セクターをディスク周辺の少なくとも二つの
   異なった回転位置に置くことから成り、 予期の回転待ち時間を、１ゾＩＪツク・データの読取り
   完了と次のブロック・データの読取シ開始との間に減少
   さぜうる位１−°メ１゛調す１（方法。 （４）特許請求の範囲（３）項にハ１２載の力θ〈であ
   って、上記先頭セクターの回転０’Ｌ置が二ケ所で且つ
   ほぼ１８０°隔たっている位置調°ハ（力ｌｌ二。 （５）特許請求の範囲（／１）項に記載の方法であって
   、該先頭セクターが半径方向にｌｉＡトラックを横切っ
   て周期的に変わる位置調整力法、。 （６）％許請求の＠囲（３）項に記載の方法であって、
   該先頭セクターの異なった回転位置がＮ個で且つ所与の
   トラックのほとんどに対する該先頭セクターが（Ｓ／Ｎ
   ）　（ｃｙｌ、、ｍｏｄｕｌｏ　Ｎ　）で与えられ、Ｓ
   は該所与のトラック内の全セクター数で’　ｃｙｌ。 ｍｏｄｕｌｏ　Ｎ”が該トラック数をＮで除して得られ
   る剰余である位置調整方法。 （７）特許請求の範囲（３）項に記載の方法であって、
   少なくとも二個のデータ・ファイルが少なくとも二個の
   同時に起こる音声ディジタル・データのチャンネルであ
   る位置調整方法。 （８）少な（とも二個の音声チャンネルの連続したブロ
   ック・ディジタル・データをディスクに同心円方式のト
   ラックに記録し、各トラックがトラック周辺に上記デー
   タを受容する複数個のセクターを有し且つ各トラックの
   特定回転位置で上記１セクターが１ブロツク・データの
   先頭を受容するよう指定した即時呼出し回転ディスクデ
   ィジタル・データ記憶システムにおいて、上記円形トラ
   ックに記録したブロック・データ位置調整用システムで
   ありで、 音声チャンイ・ルの連１ｙｊ３：　Ｌ、　Ｚ’：）１１
   ツク・データを上記円形トランク内の物理的に升順次的
   に分散した位置に同ＩＩ、＋ｌＫ記録するた＋Ｘ）に少
   なくとも二個の該チャンネルを受容ずろ装置な含み、は
   とんどずべての上記トジソクのずべての異なった七りタ
   ー数が！ｑで、？Ｊ：　、１４んどの所与トラックの先
   頭セクターが（Ｓ／Ｎ　）　（＋ｙｌ、　ｍｏｄｕｌｏ
   　Ｎ　）で力えられ、Ｓは政所−１ｊのトランク内の全
   セクター数で、ｃｙＪ−，ｆ１１ｏｄｕ、１．ｎ　Ｎ”
   が１！！’：　ｌ・ラック数をＮで除して得られる剰余
   であり、１−朋の回転待ち時間を１ブロツク・データの
   １ＦＡ’、　Ｊ１ｉ／　ｊ７完了と次のブロック・デー
   タの読取り開始の間に低減させた位置調整システム。 （９）特許請求の範囲（８１ＪＪ’１に記載のシステム
   にして、Ｎが２である位置調整システム。 （圃　独立した複数個ファイルのブロック・ディジタル
   ・データを、非ｆｌｉｔ次的に３）１ｆ＆　シて記録し
   た上記ブロック・データに幻１７う１，１．　ｆ、つ／
   也呼出し時間を長つ犬宕１１１・記憶装置、−１ 即時呼出しバッファ記憶装置との［口Ｊで、所望の指令
   で効率的に転送する方法にして、上記大容量記憶装置に
   記憶されていて、各データ・ファイルの同時部分及び時
   間順次部分を形成するためバッファ記憶装置へ転送する
   ことが望ましい一定のブロック・データの位置を識別し
   、 各ファイルに対し、上記バッファ記憶装置に記憶するこ
   とが既に計画されているブロック・データの数を決定し
   、 転送効果を最大にすることに資するか又は各ファイルに
   対し上記バッファに記憶することが計画されているブロ
   ック・データの相対的バランスを保持することに資する
   かのいずれか望ましいデータ呼出し方法を決定し、 上記効率決定又はバランス決定に応じて該ブロック・デ
   ータの転送指令を指定し、もってブロック・データの転
   送言１画を開発し、該転送計画に従って、該大容量記憶
   装置と該バッファ記憶装置との間で一定の上記ブロック
   ・テークな転送することから成り、各ファイルのバッフ
   ァ記憶済ソロツク・う−タの数に或バランスを保持しつ
   つ１１″石効率で一定の上記ブロック・データを転送す
   る方法。 Ｏｌｌ　特許請求の範囲（ｔｉ１１項に記載の転送方法
   に於て、効率又目、バランスのいずＪ＋、が“イ偉トシ
   いかを決定する方法が、 各ファイルに対しｊ、１８Ｌ　ハンソブに保有すること
   が計画されたブロック・う“−２数の逆数を決定し、 各逆数を台用することから成り、上記指令指定方法が若
   し上記台用が或閾７１／ｊ　、１：り大きいなら転送効
   率の最大化に管するか、又は若し上記金側が上記閾値未
   満なら相対的バランスの保持に資するかのいずれかの方
   法で一定の上記ブロック・データの１呼出しをｆｉｔ画
   する（−とを含む転送方法。 （１２特許請求の範囲（１０）項にｎｕ　１ｌｔｌｌ：
   の転送方法に於て、転送泪画の開発には、一定のブ１１
   ７ツタ・データを前記大容量記憶装置からバッファ記憶
   装置に転送する前に、該大容量記憶装置から次に計画さ
   れたブロック・データを転送するまでに余分な呼出し時
   間なしで１ブロツク・データが転送できる該大容量記憶
   装置内に空白部があるかどうかを更に決めること及び若
   し空白部があるなら次に計画された該大容量記憶装置か
   らの上記転送に先立って該大容量記憶装置への上述の転
   送を更に計画することを含む転送方法。 （１３）％許請求の範囲００）項に記載の転送方法に於
   て、上記データが音声ディジタル・デー′夕を含み且つ
   上記ファイルのおのおのが独立音声チャンネルである転
   送方法。 ０４）非順次的に分散して記録した上記ブロック・デー
   タに対１．一様でない呼出し時間を有する大容量記憶装
   置と、使用側又は上記の多重チャンネル音声ブロック・
   ディジタル・データの出所に接続した即時呼出しバッフ
   ァ記憶装置との間で、複数個の音声チャンネルから音声
   ブロック・ディジタル・データを効率的に転送する方法
   であって、 上記大容量記１．δ装置ｊ７１に記１．ｉ′（さ、ｌ＋
   でいて、各音声チャンネルの同助部分及Ｏ’　１Ｒｊｌ
   ｉｉｌ順次部分を形成するためバッファ記１．（１装置
   １”パ詠゛・転送するのが望ましい一定のブロック・デ
   ータの位置を識別し、各チャンネルに対し−ｌ−１ｆｌ
   ｊ　’・ツノア記憶装置内に暁に記憶したブロック・デ
   ータ数を決定し且つ上述の６数の逆数を決定し２、 緊急量を決めるため上記Ｉ！ｙ！数イ１合泪す台用とに
   より緊急指示を入手し、 該緊急量が指定し／こ緊急ＰＩ　ｆ＋ｌ’１．より小さ
   いか又は大きいかによってそＡしぞ」１．１・１，１１
   大容昂記憶装置内のブロック・ブ゛−タ間の吋出し１１
   ．５間を最小にするような順庁、又＆′、ｌ：各ナヤ／
   ネルに対して上記バッファ内にＨＧ　１；Ｑ　Ｌ　ｌｔ
   ｃ〕１１ツク・データを等化するような順ルーＱ、−／
   ’ｒ、ｒツク・データを該太容、ｆｆｉ、記憶装置から
   該バッファ記憶装置に転送することから成る方法で、 各チャンイ・ル内のバノノ−／’　：ｆｌｊ　ｌａ玉１
   ：”ｒブロック・データ数に或バランスを保１’４＋シ
   ー’−’−″プ高効率で一定の上記ブ１フッタ・データ
   イ＋：’に送する方法。 （１５）特許請求の範囲０委項に記載の転送方法に於て
   、若し一定数のチャンネルのおのおのが保有するバッフ
   ァ記憶済データ量が先決量にＡたないなら緊急指示を入
   手する方法には更に該緊急量に一定量を追加することを
   含めた転送方法。 （■６）特許請求の範囲０４項に記載の転送方法に、更
   に一定のブロック・データを前記大容量記憶装置からバ
   ッファ記憶装置に転送する前に、該大容量記憶装置から
   計画された次のブロック・データを転送するまでに余分
   な呼出し時間を要せずに１ブロツク・データが転送でき
   る該大容量記憶装置内に空白部があるかどうかを決める
   こと、及び若し空白部があるなら次に計画された該大容
   量記憶装置からの転送に先立って該大容量記憶装置への
   上述の転送を行なうことを含めた転送方法。 （１７）　独立した複数個ファイルのブロック・ディジ
   タル・データを、非順次的に分散して記録した上記ブロ
   ック・データに対し一様でない呼出し時間を持つ大容量
   記憶装置と、上記ファイルの消背側又はソースに１及ｈ
   ′Ｌτきλｉ　／、−、Ｉ！ｉ　ｕ−呼出しバッファ記
   憶装置との間で効Ａ′！的に転ノ４するシステムに於て
   、特定な１し１間に、請人ｒ（、Ｈｊ、ｌ記憶装置から
   該バッファに転送する次のブロック・データを選択する
   方法であって、 前記大容量記憶装置から、に副バツフア記憶装置へ転送
   する上記）゛ノ′イルの−１，・のおのに対する少なく
   とも次の一個のブロック・データの該大容量記憶装置上
   の記憶位ＩＩ′／１１イ５１ｉ！！’Ｉ別（−７、各フ
   ァイルに対し既に該）・ソファ記憶装置内に記憶したブ
   ロック・ゲータスＱイトを力走し、複数個ファイルのお
   の４３・のに月する上記ブロック・データ数の逆数を決
   定り１、 複数個のファイルに対しＩｉムノ・ソファ記憶装置内の
   ブロック・データ数及びブロック・データバランスを示
   すｉｌを決めるために上記逆数の全てを合唱し、 上記１１ｔを予定の閥定数と比軸Ｌ７、ａ）若し上記［
   １１が上記１，１．ｕ定数」２り大きいなら、ファイル
   上次の順番のソ１−Ｉツク・データでバッファ記憶法ブ
   ロック数が最低のものを選び、ｂ）若し上記量が上記閾
   定数より小さいなら、次の順番のブロック・データで上
   記大容量記憶装置内での呼出し時間が最小のものを選択
   するとの判定基準に従って、該大容量記憶装置から該バ
   ッファ記憶装置へ転送するために上記の識別した次のブ
   ロック・データの一個を選択することニヨシ、各ファイ
   ル内のバッファ記憶法ブロック・データ数の・９ランス
   を保持しつつ高効率転送が行なえるようにしたブロック
   ・データ選択方法。 ０８）特許請求の範囲（１７）項に記載の選択方法にし
   て、上記の選択した１ブロツク・データを上記大容量記
   憶装置から上記バッファ記憶装置へ転送する前に、該大
   容量記憶装置から上記選択済１ブロック・データを転送
   するまでに余分な呼出し時間を使わずに１ブロツク・デ
   ータが転送できる該大容量記憶装置内に空白部があるか
   どうかを更に決定し、 若し空白部があるなら前記記憶装置から上記選択（Ａ１
   ブロックを転送ず；：：＋　１ｊｉｌに該大容量記憶装
   置の上記空白部宛に」、述のＩｌｌ、送を史に行なうこ
   とから成る選択方法、１ （Ｉ’ｌｌ　特許請求のＪｏ１ｉｉｊ　ｌ！ｌｌ　（１
   ７）項に記載のＪｏに飲方法であって、若し予め決めた
   チ１′ンイ、ルの１．・のおのに対する上記バラノア記
   ｔｉ’ｉ　１１ｊ＝置内のソＩＪツク・データ数が低先
   決数床満なら、Ｉ’、　ｕＬ：　：１ｉ’、　４・上記
   １１．ｕ定数と比較する前に上記ＩＦ＋、　７１．りま
   に１力に調整することを含む選択方法、。 （２０）特許請求のｑ：１χ１ノ旧ｔη項に記載の；ニ
   ア、ｊ飲方法に於て、上記量が上記閾常数を−に廻イ）
   ；１：が少し丈の場合及び最低呼出し時間ブ「」ツク・
   データを一部として保有するフ′アイルに削ず；／、、
   −１、記憶・ソファ記憶装置内のフロック・データＶが
   任、（５，のファイルに対する該・・ソファｉｉ＋２１
   ：１１？・（（直円の最低ブロック数を上廻るイ）１度
   が人き（乙：い１↓、１合に限り、たとえ上記量が上記
   １．°々常数を、Ｉ）にえ−Ｃも転送のため次の１ブロ
   ツク・データな」沢するに当り最低呼出し時間を要求ず
   イ）ブロック・データを更に選択することを含む選■く
   方法、。 Ｑ］）所与の転送計画に従って、回転している磁気ディ
   スク記憶装置と即時呼出しバッファ記憶装置との間で独
   立した複数個ファイルのブロック・ディジタル・データ
   を、効率的に転送するシステムにして、 上記ディスクに記憶されていて、各データ・ファイルの
   同時部分及び時間順次部分を形成するためバッファ記憶
   装置へ転送するのが望ましい一定のブロック・データの
   位置を識別する装置と、 各ファイルに対し上記バッファ記憶装置に既に記憶した
   ブロック・データ数を決定する装置と、 転送効果を最大にすることに資するか又は各ファイルに
   対し上記バ′ツファ内のブロック・データの相対的バラ
   ンスを保持することに資するかのいずれがデータ呼出し
   に望ましいかを決定する装置と、 決定した最短呼出し時間又はバランスのとれた判定基準
   に基づく指令でブロック・データを上記ディスクがら該
   〆・ソファ記１．（りν：　Ｉ＋！’ｉへ転送スるため
   のブロック数及びデータ呼出り１．決定装置に応答する
   装（ｔｌ、とがら成り、各ノブイル内ノバッファ記憶済
   ブロック・データ数に幻し或バランスを保持しつつ高効
   率で−＞ｊ、（の１記ブロツク・データを転送する転送
   システト１゜ （イ）特許請求の範囲（２］）項に記載の転送システム
   に於テ、データ・ファイルのｊ！ｌ−続し、／コブロッ
   ク・データを上記ディスクに同心円方式で物Ｊｊ１．！
   的に非順次的に分散した位１１′１°に同１１、ｔに１
   ：Ｌ：録するために、少なくとも二個の一ト記ンア・・
   １ルな受容する装置及び該ディスクの全トラックの先頭
   セクターがディスク周辺の少な（とも、２１つの異なっ
   た回転位置にあって、各トラックの１ブロツク・データ
   の６Ｃ録をトラックの或−シｊｌのセ、クターから構成
   される装置を更に含む転送システム。 に）特許請求の範囲に）項にｆｊ＋：：載の転Ｊスンス
   テムに於て、上記先頭セクターの回転（１’ｌ’、　ｉ
   ｉ’、１′が二ケ所で且つほぼ１８０°隔たっている転
   送システム。