JPS61283091A - フアイル装置の記録デ−タアクセス方式 - 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】 （産業上の利用分野） 本発明は磁気ディスク装置や光デイスク装置等のファイ
ル装置に関し、更に詳細には、ファイル装置からデータ
を読み出す場合の記録データアクセス方式に関する。

（従来の技術） 従来、磁気ディスク装置等のファイル装置における記録
データアクセスは、磁気ディスク記録面をトラックとセ
クタにより区分し、その記録エリアにアドレス部とデー
タ部を設け、アドレス部には記録エリアの物理的な位置
（例えば、トラック番号やセクタ番号等）を示す物理ア
ドレスを予め記録しておく、そして、データの読み出し
や書き込みの際にそのアドレス部を順次読み出して、目
的の物理アドレス番号との照合が一致した記録エリアの
データの読み出しや書き込みを行なうものであった。

第５図は従来の磁気ディスク装置の記録フォーマットの
一例を示す図である。同図において、１つのトラックは
ｎ個のセクタに分割され、１つのセクタは１つのアドレ
ス部と１つのデータ部から成っている。アドレス部には
通常、識別フラグ（Ｆ）、物理アドレス（ＣＣＨＲ）お
よびＣＲＣコードが記録され、データ部には通常データ
（ＤＡＴＡ）とＣＲＣコードが記録される。セクタの物
理アドレスは物理順に記録されている。尚、図中Ｇはギ
ャップ、５ＹＮＣは同期フラグを示す。また、インデッ
クスは各トラックの先頭を示す。

第６図は前述した記録フォーマットのファイル装置のデ
ータ読み出し回路の一構成例を示す、同図において、図
示しないＣＰＵよりパラレル構成の読み出し開始アドレ
スが読み出し開始レジスタ８に指定され、読み出しが開
始される。この読み出し開始アドレスはシフトレジスタ
９でシリアルデータに変換され、そのシリアルデータと
図示しナイ磁気ディスクから読み出された物理アドレス
とが比較回路ＩＯで１ビット単位に照合される０両者が
一致した場合、物理アドレス一致信号１０１３が比較回
路１０からフリップフロップ（Ｆ／Ｆ）１１に与えられ
、セットされる。これにより、ゲート回路１２が開き、
ファイル装置からデータが読み出される。この際、第７
図（ａ）に示すように、データが物理アドレス順に記録
されていて、そのデータをＣＰｕから与えられる１回の
読み出し指示で読み出す如き連続セクタ読み出しの場合
は、前述した動作でデータが読み出された後、読み出し
開始レジスタで読み出し開始アドレスが＋１され、比較
回路１０による照合およびデータの読み出しが前述した
動作の繰り返しで行なわれる。従って、データが物理ア
ドレス順に読み出される。この一連の動作は、ＣＰＵか
らの読み出し停止指示があるまで繰り返される。

このように、連続セクタ読み出しは、必ずセクタの物理
アドレス順にデータの読み出しが行なわれる。

これに対し、第７図（ｂ）に示すように、データが物理
アドレス順に記録されていない場合は、上述した連続セ
クタ読み出しを用いては、順にデータを読み出すことが
できない、従って、ＣＰＵより読み出し開始アドレスを
指定し、その読み出し動作が終了した後、再びＣｐＵよ
り次の読み出し開始アドレスを指定し、その読み出し動
作を終了する等の如＜、ｃｐｕより読み出し開始アドレ
スをデータの記録されている物理アドレス（この例の場
合、１，３，２．４の順）に従って複数回（この例では
４回）指定することにより、データの読み出しを行なっ
ていた。

（発明が解決しようとする問題点） しかしながら、上記従来のファイル装置の記録データア
クセス方式にあっては、第７図（ｂ）に示すように、記
録データが物理アドレス順に書き込まれていない場合、
読み出し開始アドレスの指定が何回も必要であり、読み
出し開始アドレスの指定に要する時間や、物理アドレス
の一致のための回転待ち時間等の処理時間を必要とした
。

本発明は以上述べた記録データが物理アドレス順に書き
込まれていない場合の、読み出し開始アドレスの際設定
をなくし、読み出しのための時間の短い装置を提供する
ことを目的とする。

（問題点を解決するための手段） 本発明はファイル装置の記録データアクセス方式におい
て、第１に、１つのファイルを線分化するセグメント番
号とを記録する論理アドレス部と記録エリアの物理的ア
ドレスを記録する物理アドレス部とを記録エリアに設け
、第２に、ファイル装置からのデータの読み出しは前記
論理アドレス部又は前記物理アドレス部のいずれか一方
をアドレスとして行なうことで構成される。

（作用） 論理アドレス部はファイル番号と１つのファイルを線分
化するセグメント番号とを記録することにより、データ
の管理を論理的な順序を示す作用を呈する。従って、フ
ァイル装置からのデータの読み出しが論理アドレス部で
行なわれるときは、例えばファイル番号とセグメント番
号とを記録エリアから読み出して所望の読み出したいフ
ァイル番号とセグメント番号とを比較し、一致すればこ
の論理アドレス上のデータが読み出される。この結果、
論理アドレスの順番が物理アドレスの順番に一致してい
なくとも、従来のように読み出し開始アドレスを何回も
指定することなく、論理アドレスの読み出し開始アドレ
スを１回指定しておけば論理アドレス順にデータが順次
読み出される。

他方、物理アドレス部でデータの読み出しは上記論理ア
ドレス部による場合と同様に作用する。

（実施例） 以下１本発明を実施例に基づき図面を参照して詳細に説
明する。

第１図（ａ）は、本発明の一実施例を示す記録フォーマ
ットである。これは、同図かられかるように、第５図に
示した従来の記録フェーマットのデータ部の先頭にＦＮ
、ＦＳ、ＳＮ及びＤＢの５バイトから構成される論理ア
ドレス部を付加したものである。すなわち、従来の記録
フェーマットのアドレス部とデータ部の関係を従来通り
保持する一方で、データ部の論理的な順序を示す論理ア
ドレス部を設けているので、従来の記録データアクセス
方式との整合性が保持される。論理アドレス部は、本実
施例では５バイトなので、従来の方式に対し記録フォー
マットの多少の変更と後述する如く読み出し回路の変更
を要する程度であり、ファイル装置機構自体の変更を必
要としない。また、論理アドレス部の書き込みは、物理
アドレスを認識後、通常のデータの書き込みと同様に、
論理アドレスとデータとを同時に書き込むことができる
。更に、物理アドレス部と論理アドレス部とが独立して
存在しているため、後述するように、データの記録の状
況に応じて、従来方式のデータの読み出し方式（以降の
説明では、これを物理アドレス読み出し方式と称す）と
、本実施例によるデータの読み出し方式（以降の説明で
は、これを論理アドレス読み出し方式と称す）とを適宜
選択することができる。

次に、論理アドレス部の詳細について説明する。論理ア
ドレス部のＦＭ　、　ＦＳ　、　ＳＮ及びＤＢを以下の
ように定義する。尚、この説明のために、これらの関係
を示す第１図（ｂ）を参照して説明する。

ＦＭはファイル番号ヲ示すもので、論理ファイルを識別
する目的で利用するものであり、１バイトで構成され、
ＦＦと００を除く最大２５４何の論理ファイルを管理、
識別できる。

ＦＳはファイルセグメント番号を示すもので、論理ファ
イルを複数ファイルセグメン）　（ＦＳｉＦＳｆｆＬ）
に分割し管理、識別する目的で利用するものである。Ｆ
Ｓは１バイトで構成され、１つの論理ファイルに対して
例えばＦＦと００を除く最大２５４個のファイルセグメ
ントに分割することができる。

ＳＮはセグメント番号であり、ファイルセグメントを構
成するデータブロック番号を示すものである。ＳＮは従
来のデータブロックの物理アドレスと同等であり、２バ
イトで構成され、１つのファイルセグメントに対して複
数のファイルブロック（ＳＮ１〜ＳＮ、、）が指定可能
であり、例えばＦＦＦＦと００００を除＜　最大６５，
３５４個のファイルブロックが指定できる。

第２図は第１の実施例に基づくデータ読み出し回路の一
構成例である０図中、第６図と同一構成要素には同一の
参照符合を付し、ここでの説明は省略する。読み出し開
始論理アドレスレジスタ１の出力はシフトレジスタ２の
入力に接続されている。シフトレジスタ２の出力信号と
ディスク読み出しデータ１０１は比較回路３に入力され
、比較回路３の出力である論理アドレス一致信号１０４
はフリップフロップ（Ｆ／Ｆ）　４のセット入力に供給
される。Ｆ／Ｆ　４の出力であるデータ出力ゲート信号
１０５とディスク読み出しデータ１０１はゲート回路５
の入力に供給される。ゲート回路５の出力である読み出
しデータ１０２とゲート回路１２の出力であるディスク
読み出しデータとは切換ゲート回路６の入力となり、い
ずれか一方が選択されて切換ゲート回路６の出力から読
み出しデータ１０３が出力される。この切換ゲート６の
切換えは、Ｆ／Ｆ　７に供給される論理アドレス読み出
し方式セット信号及び物理アドレス読み出し方式セット
信号に基づき行なわれる。すなわち、切換は、論理アド
レス読み出し方式がセットされるとＦ／Ｆ　７により切
換ゲート回路６はゲート回路５の出力のみを通過させ、
（この状態を論理アドレス読み出しモードという）、物
理アドレス読み出し方式がセットされるとＦ／Ｆ　７の
出力により切換ゲート回路６はゲート回路１２の出力の
みを通過させる（この状態を物理アドレス読み出しモー
ドという）如く行なわれる。

次に第２図の回路動作について説明する。

まず、図示しないＣＰＵより論理アドレス読み出し方式
セット信号がＦ／Ｆ　７にセットされることにより論理
アドレス読み出しモードとなり、切換ゲート回路６が読
み出しデータ１０２を読み出しデータ１０３　として通
過させる。

次に、ＣＰＩＪより読み出し開始論理アドレスが読み出
し開始論理アドレスレジスタ１にセットサレ論理アドレ
ス読み取りが開始される。すると、論理アドレスがＦＮ
、ＦＳ、ＳＮの順にシフトレジスタ２にセットされシフ
トレジスタ２によりシリルデータに変換され、比較回路
３でディスク読み出しデータの論理アドレスデータとの
一致検査が行なわれる。一致すると、Ｆ／Ｆ　４がセッ
トされ、Ｆ／Ｆ　４の出力によりゲート回路５を開き、
ディスク読み出しデータのデータ部のデータである読み
出しデータ１０２を出力し、さらに切換ゲート６を通し
て読み出しデータ１０３を出力する。この動作のタイム
チャートを第３図の論理読み出しタイムチャートに示す
。

またセグメントの連続読み出しの場合は、上記データ読
み出し終了後、読み出し開始論理アドレスレジスタ１の
ＳＮが＋１され、論理アドレスの照合およびデータ部の
データの読み出しが前記動作の繰り返しで行なわれる。

この動作はＣＰＵより読み出し停止指示があるまで繰り
返される。このセグメントの連続読み出しの例を第４図
に示す。

第４図の例は論理アドレスの５Ｎ＝０．１．２に対して
物理アドレス＝２．１．ｎとなっている場合であり、こ
の読み出しは前記説明の如＜５Ｎ＝０からの読み出し開
始が指定されると、磁気ディスクの１回転目に５Ｎ＝０
のセグメントが読み出され、続いて２回転目にＳＮ＝　
１のセグメントおよび５Ｎ＝２のセグメントが読み出さ
れる。

以上、論理アドレス読み出し方式がセットされた場合の
動作について説明した。尚、物理アドレス読み出し方式
がセットされた場合の動作は第６図の回路動作と同様な
ので、ここでの説明を省略する。また、データの書き込
みについては前述したように従来の書き込み方式と同一
方式で行ない、書き込みデータとしては、従来のデータ
部の先頭にＦＭ　、　ＦＳ　、　ＳＮ　、　ＤＢの５バ
イトを付加した第１図（ａ）のフォーマットのものであ
る。

（発明の効果） 以上説明したように、本発明によれば、ファイル装置の
記録エリアに物理アドレス部に加え新たに論理アドレス
部を設け、ファイル装置からのデータの読み出しを上記
２つのアドレス部のいずれか一方で行なうこととしたた
め、従来の記録データアクセス方式との整合性を保持し
つつ、一度の読み取り指令によりデータの管理順である
論理アドレス順に複数のデータブロックを読み取ること
ができ、読み取り時間の短縮が図れるという効果が得ら
れる。

本発明は上述した磁気ファイル装置のほか、光デイスク
装置等の各種ファイル装置にも適用可能である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示す図、第２図はこの実施
例に基づきデータ読み出し回路を構成した場合の一構成
例、第３図はこの回路の論理アドレス読み出しモードの
動作タイムチャート、第４図は第１図の実施例に基づく
セグメント連続読み出しの例を示す図、第５図は従来の
ファイル装置の記録フォーマットの一構成例を示す図、
第６図は従来のデータ読み出し回路を示す図、及び第７
図はこの回路の動作を示す図である。 ｌ・・・読み出し開始論理アドレスレジウタ、２．８・
・・シフトレジスタ、 ３、ｌＯ・・・比較回路、 ４．１１・・・フリップフロラ７’（Ｆ／Ｆ）、５．１
２・・・ゲート回路、 ６・・・切換ゲート回路、 ７・・・フリップフロラ７’　（Ｆ／Ｆ）、８・・・読
み出し開始アドレスレジスタ。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ファイル装置の記録データアクセス方式において、 ファイル番号と１つのファイルを線分化するセグメント
   番号とを記録する論理アドレス部と記録エリアの物理的
   アドレスを記録する物理アドレス部とを記録エリアに設
   け、 ファイル装置からのデータの読み出しは前記論理アドレ
   ス部又は前記物理アドレス部のいずれか一方をアドレス
   として行なうことを特徴とするファイル装置の記録デー
   タアクセス方式。