JPS61190623A - 記憶装置のコントロ−ラ - 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】 （技術分野） 本発明は磁気テープ等の記憶装置において、複数の下位
装置（以下１０Ｄと称する）を多重制御するコントロー
ラに関するものである。

（従来技術） 従来のこの種コントローラ、例えば磁気テープ記憶制御
装置（ＭＴＣ）は、ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥチインコマン
ドを実行している間、その処理のためにチャネルルート
を占有していた。従って、同−ＭＴＣ配下の他のＩＯＣ
で実行されていたコマンドがその間に終了しても、その
コマンド終了報告が、チェインコマンドが終了するまで
持たされるという欠点があった。例えば、ＭＴＵがＲＥ
ＷＩＮＤした後、ボリューム−巻の消去（ＥＲ△ＳＥ）
を行う場合を例として取上げる。ＲＥＷＩＮＤ動作と並
行して別ＭＩＪ上でＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥコマンドヂエ
インが実行されていると、ＲＥＷＩＮＤ動作が終了して
もこれの上位ホストへの報告はＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥコ
マンドチェインが終了するまで待たされた。この結果、
ボリュームＥＲＡＳＥの起動が遅れるという欠点があっ
た。

但し、この例ではボリューム−巻の消去はＭＴＵ単独で
実行できることを前提としている。

一方、従来ＭＴＣの下に複数ＭＴＵと異機種の磁気テー
プ搬送装置ｆ（ＴＨＵ）とを接続した場合でも、同様の
欠点が存在する。例えば磁気データ（以下ＭＴと略す）
をＭＴＵからＵＮＬＯＡＤＬ。

て該ＭＴをもとの位置に戻す場合を例として示す。

ＬＩＮＬＯＡＤ動作と並行して別ＭＴＵでＲＥＡＤ／Ｗ
ＲＩＴＥコマンドチェインが実行されているとｔＪＮＬ
ＯＡＤ動作が終了してもこの上位ホストへの報告はＲＥ
ＡＤ／ＷＲＩ　ＴＥコマンドヂエインが終了するまで待
たされた。この結果、Ｔ　Ｉ−Ｉ　ＵへのＭＴ移動動作
のためのコマンド起動が遅れるという欠点があった。但
し、この例ではＵＮＬＯＡＤＤ作が実際に終了した時点
をＭＴＣが認識出来ることを前提としている。

上記説明はダンプ・ロードのためのＭＴ処理一般に言え
ることである。さらに、大間のデータのダンプ・ロード
を目的としたストリーミング形式の磁気テープ装置の場
合、非ストリーミング形式の磁気テープ装置に比べてレ
コード長も大きくチェインコマンドブロック数（継続し
て発行されるコマンドの数）を大きくすることにより、
高性能なデータ処理を実現することができる。しかしこ
の場合、上記の欠点はより大きいものとなる。

上記は下位ＩＯＣのコマンド終了報告が次のコマンド発
行の契機になる場合であった。上記の例以外で、ＲＥＡ
Ｄ／ＷＲＩＴＥ実行中にホストが自律的に同−ＭＴＣ配
下の別１０Ｄにコマンドを発行する場合には、長大なＲ
ＥＡＤ／ＷＲＩＴＥコマンドチェインが実行されると、
このコマンド実行は該コマンドチェイン終了時点まで持
たされることとなり高性能な記憶装置を実現することが
困難である。

以上説明したように従来のＭＴＣでは、上位ホストから
一旦長大なＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥコマンドチェインが起
動されると、該ＭＴＣを通して他のＩＯＤに発行すべき
コマンドの発行が遅れるため、ダンプ・ロード処理に関
して、データの処理効率が低下するという欠点を有する
。

（発明の目的） 本発明はこれらの欠点を解決するため、ＲＥＡＤ／ＷＲ
ＩＴＥ実行中に、同一コントローラ配下の他のＩＯＤか
らコマンド終了報告がなされたことを契機に、あるいは
ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥチェインコマンドの数が所定の値
に達したことを契機にＲＥＡＤ／ＷＲＩ　ＴＥ動作を中
断しチャネル装置との結合を切離ずことによって、ホス
トへの前記コマンド終了報告あるいはホストからのコマ
ンド起動を実行できるようにしたもので、以下図面につ
いて詳細に説明する。

（実施例） 第１図は本発明装置とその上位および下位の装置との接
続例を示す図であって、１は本発明のコントローラ、２
はチャネル装置との接続線、３は該コントローラ配下の
各１０Ｄとの接続線、４゜５は磁気テープ装置、６は磁
気テープ搬送装置である。本発明の対象とする［ＯＤ４
．ｔｉｔ気テープ装置に限定されないため本発明にかか
わる制御装置は以後、コントローラ（又は略して１００
）と記述する。第２図は本発明のコントローラの構成例
であって、７はチャネルインターフェース部、８は入出
力データの転送制御、変復調、データエラー訂正等を行
うデータハンドリング部、９は制御記憶部１１内に記憶
されたマイクロプログラムおよび演算部１２の制御のも
とに、各ＩＯＤの状態情報、制御情報、データを蓄える
レジスタ部、１０はレジスタ部９の一部であって、各１
０Ｄ毎に独立に設けられたコマンド終了報告を記憶する
ためのレジスタ、１１は本１０Ｃがチｔ７ネルとのイン
タフェース制御、チャネルから受信したコマンドを実行
するためのＴＯＤ制御を行うためのマイクロプログラム
および各種制御情報を蓄積している制御記憶部、１２は
制御記憶部１１内に蓄えられたマイクロプログラムの制
御の下に各種演算を実行してレジスタ９・制御記憶部１
１の読出し繊込み制御、アドレス制御を行う演算部、１
３は１００とのインタフェース部である。

また、第３図は１００の制御シーケンスの例を示す図で
あって、ＬＤはＬＯＡＤ動作、Ｒ／ＷはＲＥＡＤ／ＷＲ
ＩＴヒ動作、ｔＪＬはＲＥＷＩＮＯかつＵＮＬＯＡＤ動
作、ＤＭはデマウントのためのＭＯＶＥ動作、Ｍはマウ
ントのためのＭＯＶＥ動作である。ＭＴＵ５のＲＥＡＤ
／ＷＲＩＴＥコマンドチェイン動作中、Ｔ１の時点でＭ
　Ｔ　Ｕ　４のＵＮＬＯＡＤ動作が終了すると、ＭＴＵ
４はＩＯＣ１に対するＬＪＮＬＯＡＤ完を即時に報告す
る。

１０ＣＩは、その時点で実行中であったＭＴＬ１５に対
するＲＥＡＤ／ＷＲＩ　ＴＥコマンドが終了すると（Ｔ
１−ｖｆ点）、その報告シーケンスで状態バイトとして
リトライステータス（状態修飾、チャネル終了、チェッ
ク）をホストへ報告する。該報告によりチャネル−１０
Ｃ１間の接続は解除される。この時点で、ｌ０ＣＩはＭ
ＴＬＩ４のＵＮＬＯＡＤに関するＩＯＤ終了のステータ
スをホストへ割込み報告する。ホストはＭＴＵ４のＩＯ
Ｄ終了を契機に、ＵＮＬＯＡＤされたＭＴをデマウント
するためのＭＯＶＥコマンドをＴＨＵ６に発行する。さ
らにｌ０Ｃ１は前記リトライステータスの報告から「一
定時間」経過後、チャネルインタフェース７、接続線２
を経由して、眞記のリトライステータスに対応する状態
バイトとして状態修飾、ＩＯ［）終了を報告する。前記
「一定時間」は、タイマによって与えてもよいし、スト
リーミング式ＭＴＵの場合にはりボジショニング動作を
終了し次ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥコマンドが実行可能にな
った時点としてもよい。前記状態バイトに対し、ホスト
プログラムに割込むことなくチャネル装置はチェインす
べきコマンドがあればこれを発行し、無ければＭＴ［Ｊ
５に対する処理を終了する。第３図はチェインすべきＲ
ＥＡＤ／ＷＲＩＴＥコマンドがある場合を示している。

一方、ＴＩ−（Ｕ６は、１２０時点で該ＭＯＶＥコマン
ドの実行を終了すると、即時にｌ０ＣＩにＭＯＶピ完を
報告する。この時点で、ｌ０ＣＩが前記トＭ　ｌ！　Ｍ
　Ｔ　Ｕ　５　ニ対し／　テＲＥ　Ａ　Ｄ　／　Ｗ　Ｒ
Ｉ　Ｔ　Ｅ゛コマンドチエイン実行中であれば、前記と
同様な方法でホストに、ＭＯＶＥコマンドに関する■ｏ
Ｄ終了を報告する。ホストは、該ｒＯＤ終了を契機とし
て、ＭＴＵ４に新たなＭＴをマウントするために、ＴＨ
Ｕ６に再度ＭＯＶＥコマンドを発行する。

以下、ＭＴＵ５に対するＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ再開処理
、１３時点での該ＭＯＶＥコマンドの終了処理おにｆｆ
ＭＴｔＪＧｃ対ＴるＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥの再開処理は
前記と同様である。ＭＴＵ４にＭＴがマウントされると
、ＭＴＵ４は自律的にＬＯＡＤＤ作を実行する。ＬＯＡ
Ｄ動作がＴ４の時点で完了ｔ８と、ＭＴＬＩ４Ｇ；ｔＩ
Ｏｃｌに−ＬＯＡＤ完を報告する。ｒＯｃｌはホストに
対し　Ｎ０ＴＲＥＡＤＹ　　Ｔｏ　　ＲＥＡＤＹ　　の
割込み報告を行う。

以上の制御シーケンスを実行するには、ｌ０Ｃ１は、（
ａ）ホストチャネルとの通信動作、（ｂ）データ処理動
作、（Ｃ）コマンド実行動作、（ｄ）【ＯＤとの通信動
作を行う必要がある。

これらの内、（ａ）チャネルとの通信動作、（１））デ
ータ処理動作、（Ｃ）コマンド実行動作については、従
来のコントローラと同様である。

例えば、チャネルとの通信動作に関していえば、ｌ０Ｃ
Ｉはレジスタ部９、制御記憶部１１、演算部１２を用い
たマイクロプログラム制御とチャネルインタフェース部
７とによりチャネルインタフェース２を介してチャネル
との通信動作を行う。

本発明に関連して従来と異なるのは、（ｄ）ｒＯＤとの
通信動作であり、以下これについて説明する。ＭＴＵ、
ＴＨＵいずれに対する動作も同様なので、以下まとめて
ＩＯＤとして説明する。第４図はＩＯＣとのインタフェ
ース部の構成例を示す図であって、３６は制御情報・ｆ
−夕を送受信するバス線、３７は１００に対する動作指
示・制開情報の送出・ＩＯＣ状態情報の表示／指示を行
うタグ線、３５はＩＯＣの処理に割込むための割込み線
である。ＩＯＤを同時動作させるために、各ＩＯＤとＩ
ＯＣとの間のインタフェースは第２図、第４図に示すよ
うに各１００毎に独立に設ける。Ｉ　０Ｄｔ−ＬＪＮＬ
ＯＡＤ完、ＭＯＶＥ完等の報告条件が発生するとＩＯＤ
は割込み線３５をオンにする。この割込みに基づきｌ０
ＣＩはＩＯＣに対し制御情報の送出を指示するためのタ
グ線３４をオン状態にする。ＩＯＤはこれをＵｎし、予
め報告条件毎に取り決められたビット情報をバス線３１
にセットし、ｌ０Ｃ１に送信する。ｌ０ＣＩはこの情報
をレジスタ１０内の該１０Ｄ対応領域にセットする。ｌ
０ＣＩはＲＥＡＤ／ＷＲＩ　ＴＥコマンドの報告シーケ
ンスを実行する前にこのレジスタを確認し、報告条件が
セットされている場合は前述のようにリトライステータ
スを報告する。

上記のようにハードウェア構成上、本発明による１０Ｇ
は、各１０Ｄ毎に動作終了を記憶するレジスタ１０を有
する点、この情報を基に制御記憶部１１に貯えられたマ
イクロプログラムの制御によりＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥコ
マンドの報告動作を行う点が従来ＭＴＣと異なる。

以上、＋００からのコマンド終了報告を契機とする場合
について説明してきたが、ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥチェイ
ンコマンドの数をカウントし、予め規定した値に達した
ことを契機としてもよい。

これ以降チェインして発行される次のコマンド起動時に
チェックを合せて報告することによりチェインは打ち切
られる。ホストプログラムは該チェックに対応してセン
スコマンドを発行するのでＩＯＣはセンス情報として［
擬似障害によりエラーを報告し、同一コマンドを再発行
すれば処理の再開が可能である］ことを送信する。ホス
トは他の１０Ｄ特にＴＨＵ６に対するコマンド発行要求
があれば直にこれを発行することが可能である。ＲＥＡ
Ｄ／ＷＲＩＴＥ動作の再開は以上のセンス情報をもとに
「チェック」報告時に合せて報告されたＣＣＷアドレス
を基に行うことが可能である。

以上述べた報告の方法は契機がＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥチ
ェインコマンドの数のカウントが一定値−に達したこと
以外通常のエラー処理と同様である。

チェインコマンドの数のカウントは、報告シーケンスで
のＩＯＣ終了報告後に、チャネル装置から送信されてく
る５ＵＰＰＲＥＳＳ　　０ＬＪＴ信号の受信を基に行う
ことができる。上記のようにハードウェア構成上、本発
明によるＩＯＣは継続して実行したＲＥＡＤ／ＷＲＩ　
ＴＥコマンドの累積数を、布線論理もしくは制御記憶部
１１に貯えられたマイクロプログラムの制御により計数
し、これをもとに実行中のＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥコマン
ドに対する報告動作を行う点が従来ＭＴＣと異なる。

（発明の効果） 以上説明したように、本発明によれば、ＲＥＡＤ／ＷＲ
ＩＴＥコマンドチェイン実行時に、同一１００配下の伯
の１００からコマンド終了報告がなされたことを契機に
、或いは前記チェインコマンドの数が所与の値に達した
ことを契機に、前記コマンドチェインを一旦打ち切って
ホストへの前記コマンド終了報告あるいはホストからの
コマンド起動を行えるので、処理の遅延が極めて少なく
、その結果データ処理効率が極めて大きな磁気テープ等
の記憶装置を実現できる利点がある。

【図面の簡単な説明】

図面は本発明の実施例を示すもので、第１図は本発明と
その上位および下位の装置との接続例を示す図、第２図
は本発明装置の構成例を示す図、第３図はＩＯＣの制御
シーケンスの例を示す図、第４図は１００とのインタフ
ェース部の構成例を示す図である。

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）複数の下位装置を制御する記憶装置のコントロー
   ラにおいて、一つの下位装置がＲＥＡＤまたはＷＲＩＴ
   Ｅコマンドを実行中に発生した他の下位装置からの特定
   のコマンドの終了報告を受信・保持する手段、前記受信
   ・保持手段が該コマンド終了報告を受信・保持したこと
   を契機として、該下位装置で実行中のＲＥＡＤまたはＷ
   ＲＩＴＥコマンドの動作を一時中断させるための情報を
   チャネル装置に送信する手段、他の下位装置におけるコ
   マンド終了を報告した後、該手段によって生じたコマン
   ド実行の中断を再開させるための情報を、前記コマンド
   −時中断情報を送信した後一定時間経過後にチャネル装
   置に送信する手段を有することを特徴とする記憶装置の
   コントローラ。
2. （２）複数の下位装置を制御する記憶装置のコントロー
   ラにおいて、一つの下位装置が継続して実行したＲＥＡ
   ＤまたはＷＲＩＴＥコマンドの累積数を計数する手段、
   該累積数が所定値になつたことを契機として、それ以後
   継続して発行される該下位装置へのＲＥＡＤまたはＷＲ
   ＩＴＥコマンドの起動時に、該下位装置に対するコマン
   ドの継続発行を抑止させるための情報をホストに通知す
   ることを特徴とする記憶装置のコントローラ。