JPS6168630A - アクセス要求処理方式 - Google Patents
アクセス要求処理方式Info
- Publication number
- JPS6168630A JPS6168630A JP19020184A JP19020184A JPS6168630A JP S6168630 A JPS6168630 A JP S6168630A JP 19020184 A JP19020184 A JP 19020184A JP 19020184 A JP19020184 A JP 19020184A JP S6168630 A JPS6168630 A JP S6168630A
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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】
〔産業上の利用分野〕
本発明は、シーク動作により記憶領域へアクセスする形
式の記憶装置におけるアクセス要求処理方式に関する。
式の記憶装置におけるアクセス要求処理方式に関する。
ハードディスク、フロッピーディスクなどのシーク動作
により記憶領域へアクセスする形式の外部記憶装置は、
シークに若干の時間がか＼るがランダムアクセスが可能
なこと、記憶容量が大容量であることなどの理由で広く
用いられている。しかしアクセスに時間を要することは
高速データ処理の面からは問題であり、キャッシュメモ
リを設けるなど、種々対策が考えられている。
により記憶領域へアクセスする形式の外部記憶装置は、
シークに若干の時間がか＼るがランダムアクセスが可能
なこと、記憶容量が大容量であることなどの理由で広く
用いられている。しかしアクセスに時間を要することは
高速データ処理の面からは問題であり、キャッシュメモ
リを設けるなど、種々対策が考えられている。
ディスクは、ディスク面が多数の同心円（シリンダ）に
区分され、各シリンダが複数のセクタに区分され、各セ
クタにデータブロックが書き込まれる。ディスクは高速
回転し、ボイスコイルモータで駆動される磁気ヘッドが
ディスク面を半径方向で前、後進してシリンダの選択（
シーク）を行ない、選択したシリンダ内の指定されたセ
クタに対し書込みＺＶｔ取りを行なう、シリンダ選択は
磁気ヘッドの移動を伴なうので時間がか−るが、シリン
ダ選択後のセクタ選択はディスク回転速度により定まる
高速処理が可能である。またシリンダ選択も、飛び飛び
又は不規則でなく、隣接シリンダを順次選択して行く場
合はそれ捏持間を要しない。
区分され、各シリンダが複数のセクタに区分され、各セ
クタにデータブロックが書き込まれる。ディスクは高速
回転し、ボイスコイルモータで駆動される磁気ヘッドが
ディスク面を半径方向で前、後進してシリンダの選択（
シーク）を行ない、選択したシリンダ内の指定されたセ
クタに対し書込みＺＶｔ取りを行なう、シリンダ選択は
磁気ヘッドの移動を伴なうので時間がか−るが、シリン
ダ選択後のセクタ選択はディスク回転速度により定まる
高速処理が可能である。またシリンダ選択も、飛び飛び
又は不規則でなく、隣接シリンダを順次選択して行く場
合はそれ捏持間を要しない。
ディスクがアクセスされる態様を調査してみると、アク
セスはディスクの狭い範囲に集中し、従って磁気ヘッド
は半径方向始端から終端まで常時往復動じているのでは
なくその全ストロークの一部を往復動じているに過ぎな
いケースが多い。これは走行するユーザープログラムと
関係しており、あるプログラムが走っているとき当該プ
ログラムが要求するデータはディスクのある範囲内にあ
り、またデータ格納先もある範囲内にあることが多いの
に由来する。
セスはディスクの狭い範囲に集中し、従って磁気ヘッド
は半径方向始端から終端まで常時往復動じているのでは
なくその全ストロークの一部を往復動じているに過ぎな
いケースが多い。これは走行するユーザープログラムと
関係しており、あるプログラムが走っているとき当該プ
ログラムが要求するデータはディスクのある範囲内にあ
り、またデータ格納先もある範囲内にあることが多いの
に由来する。
本発明はか＼る点に着目するものであって、巡回型の検
索を行なうことによりアクセス要求を極めて効率的に、
結局は高速に処理しようとするものである。
索を行なうことによりアクセス要求を極めて効率的に、
結局は高速に処理しようとするものである。
本発明は、シーク動作によりアクセスする記憶装置にお
けるアクセス要求処理方式において、該記憶装置の記憶
領域をブロック化して、アクセス要求を各ブロックエリ
ア毎にキューイングし、該記憶装置の各ブロックを循回
シークして、アクセス要求のあつたブロックエリアにつ
き逐次、該アクセス要求を処理することを特徴とするも
のである。
けるアクセス要求処理方式において、該記憶装置の記憶
領域をブロック化して、アクセス要求を各ブロックエリ
ア毎にキューイングし、該記憶装置の各ブロックを循回
シークして、アクセス要求のあつたブロックエリアにつ
き逐次、該アクセス要求を処理することを特徴とするも
のである。
第１図で説明すると、本発明では記憶媒体１０を複数個
のブロックエリアＢ１．Ｂ２．・・・・・・Ｂｎに分割
する。ブロックエリアＢｌ、Ｂ２．・・・・・・として
は例えば前記シリンダが適当であるが、これに限るもの
ではない、またブロックアクセスポインタＢＡＰを設け
、具体例としてはレジスタであるこのポインタＢＡＰに
ブロックエリアナンバーをセットすることにより記憶媒
体１０のアクセスブロックエリアを指示する。従ってこ
のポインタＢＡＰの内容は、現在アクセス中のブロック
エリアナンバーを表示している。また記憶媒体１０に対
するアクセス要求の処理のため、データブロック要求テ
ーブルＤＢＲＴを用意する。テーブルＤＢＲＴはアクセ
スモード即ち書込みか読出しかを示す情報、データ入出
力のためのメモリ上バッファへのポインタなどの入出力
デバイスハンドラの制御情報、及び次のテーブルＤＢＲ
Ｔへのポインタを持っている０次のＤＢＲＴがなければ
、そのポインタはＮＵＬＬとする。またブロック要求制
御テーブルＢＲＣＴを設け、これに先頭キュー、終端キ
ュー、及び各ブロックエリア１．２．・・・・・・ｎ毎
のＤＢＲＴポインタ領域を設ける。先頭キューは、テー
ブルＤＢＲＴがキューイングされているブロックエリア
ナンバーの最小値を示し、終端キューは同最大値を示す
。本例ではＤＢＲＴがキューイングされているブロック
エリアはナンバー４とｉとｎ−１であり（他はＮＵＬＬ
即ちキューイングされていない）、従って最小番号は４
、同最大番号はｎ−１であって先頭キューは４を、終端
キューはｎ−１を示す。
のブロックエリアＢ１．Ｂ２．・・・・・・Ｂｎに分割
する。ブロックエリアＢｌ、Ｂ２．・・・・・・として
は例えば前記シリンダが適当であるが、これに限るもの
ではない、またブロックアクセスポインタＢＡＰを設け
、具体例としてはレジスタであるこのポインタＢＡＰに
ブロックエリアナンバーをセットすることにより記憶媒
体１０のアクセスブロックエリアを指示する。従ってこ
のポインタＢＡＰの内容は、現在アクセス中のブロック
エリアナンバーを表示している。また記憶媒体１０に対
するアクセス要求の処理のため、データブロック要求テ
ーブルＤＢＲＴを用意する。テーブルＤＢＲＴはアクセ
スモード即ち書込みか読出しかを示す情報、データ入出
力のためのメモリ上バッファへのポインタなどの入出力
デバイスハンドラの制御情報、及び次のテーブルＤＢＲ
Ｔへのポインタを持っている０次のＤＢＲＴがなければ
、そのポインタはＮＵＬＬとする。またブロック要求制
御テーブルＢＲＣＴを設け、これに先頭キュー、終端キ
ュー、及び各ブロックエリア１．２．・・・・・・ｎ毎
のＤＢＲＴポインタ領域を設ける。先頭キューは、テー
ブルＤＢＲＴがキューイングされているブロックエリア
ナンバーの最小値を示し、終端キューは同最大値を示す
。本例ではＤＢＲＴがキューイングされているブロック
エリアはナンバー４とｉとｎ−１であり（他はＮＵＬＬ
即ちキューイングされていない）、従って最小番号は４
、同最大番号はｎ−１であって先頭キューは４を、終端
キューはｎ−１を示す。
データブロック要求テーブルＤＢＲＴをブロック要求制
御テーブルＢＲＣＴへ接続するときは次の処理を行なう
。■該ＤＢＲＴの接続先ブロックエリアの番号が先頭キ
ューより更に小さい又は終端キューより更に大であれば
、先頭キュー又は終端キューを該接続先ブロックエリア
番号に書き換えて該ＤＢＲＴをＢＲＣＴの該当ブロック
エリアへ接続する。■ＢＲＣＴの同じブロックエリアへ
接続されるＤＢＲＴキエーは、ブロックエリア内の位置
順（例えば前述のセクタのナンバー順）にキューイング
される。これはＤＢＲＴを接続するときＤＢＲＴキュー
の各ポインタを必要に応じて変更することにより行なう
。
御テーブルＢＲＣＴへ接続するときは次の処理を行なう
。■該ＤＢＲＴの接続先ブロックエリアの番号が先頭キ
ューより更に小さい又は終端キューより更に大であれば
、先頭キュー又は終端キューを該接続先ブロックエリア
番号に書き換えて該ＤＢＲＴをＢＲＣＴの該当ブロック
エリアへ接続する。■ＢＲＣＴの同じブロックエリアへ
接続されるＤＢＲＴキエーは、ブロックエリア内の位置
順（例えば前述のセクタのナンバー順）にキューイング
される。これはＤＢＲＴを接続するときＤＢＲＴキュー
の各ポインタを必要に応じて変更することにより行なう
。
ブロックアクセスポインタＢＡＰは先頭キューと終端キ
ューの間を往復巡回する。具体的にはプロセッサがＢＲ
ＣＴの先頭キュー、終端キューを読み出して、先頭キュ
ーから終端キューまで逐次インクリメントしたそして終
端キューに達すれば今度は先頭キューまで逐次デクリメ
ントしたブロックエリアナンバーをポインタＢＡＰにセ
ットし、磁気ヘッドに先頭キュー、終端キュー間のブロ
ックエリアを繰り返し往復巡回させる。この巡回中にＢ
ＲＣＴのＤＢＲＴポインタ部がＮＵＬＬでなく、キュー
イングされたＤＢＲＴを指している（ＤＢＲＴのアドレ
スが書き込まれている）と、そのＤＢＲＴを読みに行き
、該ＤＢＲＴに書き込まれているアクセス要求を処理す
る。ＤＢＲＴは次のＤＢＲＴに対するポインタを持って
いるから、そのポインタに従って次のＤＢＲＴを読み取
り、そのアクセス要求を処理する。第１図ではポインタ
ＢＡＰはブロックエリアｉを指しており、このナンバー
ｉのブロックエリアに対してはＤＢＲＴが複数個キュー
イングされているので逐次その要求を処理することを示
している。
ューの間を往復巡回する。具体的にはプロセッサがＢＲ
ＣＴの先頭キュー、終端キューを読み出して、先頭キュ
ーから終端キューまで逐次インクリメントしたそして終
端キューに達すれば今度は先頭キューまで逐次デクリメ
ントしたブロックエリアナンバーをポインタＢＡＰにセ
ットし、磁気ヘッドに先頭キュー、終端キュー間のブロ
ックエリアを繰り返し往復巡回させる。この巡回中にＢ
ＲＣＴのＤＢＲＴポインタ部がＮＵＬＬでなく、キュー
イングされたＤＢＲＴを指している（ＤＢＲＴのアドレ
スが書き込まれている）と、そのＤＢＲＴを読みに行き
、該ＤＢＲＴに書き込まれているアクセス要求を処理す
る。ＤＢＲＴは次のＤＢＲＴに対するポインタを持って
いるから、そのポインタに従って次のＤＢＲＴを読み取
り、そのアクセス要求を処理する。第１図ではポインタ
ＢＡＰはブロックエリアｉを指しており、このナンバー
ｉのブロックエリアに対してはＤＢＲＴが複数個キュー
イングされているので逐次その要求を処理することを示
している。
同じブロックエリアに対し多数のＤＢＲＴがキューイン
グされている場合、特に接近している複数のセクタに対
する複数のアクセス要求があるような場合は、１つのセ
クタに対するアクセス要求を処理したのち同じ回転中で
巡ってくる次のセクタに対しそのアクセス要求を処理す
るのは時間的に間に合わすことも有り得るが、このよう
な場合は該セクタをやりすごし、次の回転で到来する該
セクタに対しアクセス要求を処理すればよい。この間、
ポインタＢＡＰの更新はストップしておく。
グされている場合、特に接近している複数のセクタに対
する複数のアクセス要求があるような場合は、１つのセ
クタに対するアクセス要求を処理したのち同じ回転中で
巡ってくる次のセクタに対しそのアクセス要求を処理す
るのは時間的に間に合わすことも有り得るが、このよう
な場合は該セクタをやりすごし、次の回転で到来する該
セクタに対しアクセス要求を処理すればよい。この間、
ポインタＢＡＰの更新はストップしておく。
ポインタＢＡＰの更新速度は磁気ヘッドのシーク速度の
範囲内で高速にしてよく、ＤＢＲＴがキューイングされ
ているブロックエリアで該更新を、アクセス要求が処理
される迄停止させればよい。
範囲内で高速にしてよく、ＤＢＲＴがキューイングされ
ているブロックエリアで該更新を、アクセス要求が処理
される迄停止させればよい。
緊急に優先するブロックエリアアクセス要求があった場
合は該ブロックエリアのナンバーをポインタＢＡＰに書
込んで磁気ヘッドを該ブロックエリアへ移動させ、該要
求のＤＢＲＴをＢＲＣＴの当該ブロックエリアのＤＢＲ
Ｔキューの先頭へつなぎ、要求された処理を行なう。処
理後、ブロックエリアの巡回は今までの巡回方向で（イ
ンクリ−メント方向ならそのインクリメント方向で）、
緊急割込みのあったブロックエリアから再開する。
合は該ブロックエリアのナンバーをポインタＢＡＰに書
込んで磁気ヘッドを該ブロックエリアへ移動させ、該要
求のＤＢＲＴをＢＲＣＴの当該ブロックエリアのＤＢＲ
Ｔキューの先頭へつなぎ、要求された処理を行なう。処
理後、ブロックエリアの巡回は今までの巡回方向で（イ
ンクリ−メント方向ならそのインクリメント方向で）、
緊急割込みのあったブロックエリアから再開する。
第２図は上記制御を図示するもので、ＤＶはディスク装
置１０の磁気ヘッドに対するドライバで、シーク動作お
よび読み取り／書き込み動作を制御する。ＣＰＵはディ
ス制御用プロセッサ、ＭＥＭはその記憶装置でプログラ
ムＰＲＯＣ、ブロック要求制御テーブルＢＲＣＴ、及び
図示しないがデータブロック要求テーブルＤＢＲＴなど
が格納される。プロセッサＣＰＵはプログラムＰＲＯＧ
に従い、記憶装置１０に対するアクセス要求があれば、
該要求についてのＤＢＲＴを起し、そのキューイングを
行ない、必要に応じて同じキュー内のＤＢＲＴのポイン
タ部の変更、ＢＲＣＴの先頭／終端キューの変更を行な
う。またこの先頭／終端キューの範囲内でインクリメン
ト／デクリメントするブロックエリア番号を発生し、こ
れをブロックアクセスポインタＢＡＰに書き込み、ドラ
イバＤＶに磁気ヘッドが該ポインタＢＡＰにより指示さ
れるブロックエリア上に移動するようにさせる。
置１０の磁気ヘッドに対するドライバで、シーク動作お
よび読み取り／書き込み動作を制御する。ＣＰＵはディ
ス制御用プロセッサ、ＭＥＭはその記憶装置でプログラ
ムＰＲＯＣ、ブロック要求制御テーブルＢＲＣＴ、及び
図示しないがデータブロック要求テーブルＤＢＲＴなど
が格納される。プロセッサＣＰＵはプログラムＰＲＯＧ
に従い、記憶装置１０に対するアクセス要求があれば、
該要求についてのＤＢＲＴを起し、そのキューイングを
行ない、必要に応じて同じキュー内のＤＢＲＴのポイン
タ部の変更、ＢＲＣＴの先頭／終端キューの変更を行な
う。またこの先頭／終端キューの範囲内でインクリメン
ト／デクリメントするブロックエリア番号を発生し、こ
れをブロックアクセスポインタＢＡＰに書き込み、ドラ
イバＤＶに磁気ヘッドが該ポインタＢＡＰにより指示さ
れるブロックエリア上に移動するようにさせる。
またプロセッサＣＰＵはＤＢＲＴがキューイングされて
いるブロックエリアでは該ＤＢＲＴの内容に従ってドラ
イバＤＶに当該ブロックエリアのデータブロック（例え
ば前記のセクタ）に対し書込み／読取り動作させ、この
際書込みなら書込みデータをドライバＤＶに供給し読取
りなら読取りデータを受は取る。
いるブロックエリアでは該ＤＢＲＴの内容に従ってドラ
イバＤＶに当該ブロックエリアのデータブロック（例え
ば前記のセクタ）に対し書込み／読取り動作させ、この
際書込みなら書込みデータをドライバＤＶに供給し読取
りなら読取りデータを受は取る。
ディスクでは１シリンダ内のあるセクタに対する読取り
要求でもそのシリンダの全セクタを読取るという方式が
とられることがあるが、このような場合、あるシリンダ
内の複数のセクタに対する読取り要求は該シリンダに対
する１回の読取りで処理できる。書込みも同様で、ある
シリンダ内の複数のセクタに対する書込み要求に対して
は、一旦該シリンダ内のセクタを読出し、その読出しデ
ータの該当セクタ対応部を書込み′データで更新し、更
新後の読出しデータを該シリンダへ一括書込みすること
で処理できる。この場合は読出し要求も同時に処理でき
る。
要求でもそのシリンダの全セクタを読取るという方式が
とられることがあるが、このような場合、あるシリンダ
内の複数のセクタに対する読取り要求は該シリンダに対
する１回の読取りで処理できる。書込みも同様で、ある
シリンダ内の複数のセクタに対する書込み要求に対して
は、一旦該シリンダ内のセクタを読出し、その読出しデ
ータの該当セクタ対応部を書込み′データで更新し、更
新後の読出しデータを該シリンダへ一括書込みすること
で処理できる。この場合は読出し要求も同時に処理でき
る。
以上説明したように本発明によれば、巡回検索とアクセ
ス要求のキューイングにより、データブロックのシーク
時間を短縮でき、多数のデータブロック読取り／書込み
要求を効率よ（処理できる効果が得られる。
ス要求のキューイングにより、データブロックのシーク
時間を短縮でき、多数のデータブロック読取り／書込み
要求を効率よ（処理できる効果が得られる。
第１図および第２図は本発明の説明図である。
図面で１０は記憶装置、Ｂｌ、Ｂ２．・・・・・・はブ
ロックエリア、ＤＢＲＴはキューイングされたアクセス
要求である。
ロックエリア、ＤＢＲＴはキューイングされたアクセス
要求である。
Claims (3)
- （１）シーク動作によりアクセスする記憶装置における
アクセス要求処理方式において、 該記憶装置の記憶領域をブロック化して、アクセス要求
を各ブロックエリア毎にキューイングし、該記憶装置の
各ブロックを循回シークして、アクセス要求のあつたブ
ロックエリアにつき逐次、該アクセス要求を処理するこ
とを特徴とするアクセス要求処理方式。 - （２）循回シークする範囲は、アクセス要求があつたブ
ロックエリアの番号の最も小さいものから最も大きいも
の迄の範囲に制限されたことを特徴とする特許請求の範
囲第１項記載のアクセス要求処理方式。 - （３）循回シークされるブロックエリアは、緊急アクセ
ス要求があればその緊急アクセス要求されたブロックエ
リアへ飛び、該要求の処理後にそのブロックエリアより
循回シークが再開されることを特徴とする特許請求の範
囲第１項または第２項記載のアクセス要求処理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP19020184A JPS6168630A (ja) | 1984-09-11 | 1984-09-11 | アクセス要求処理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP19020184A JPS6168630A (ja) | 1984-09-11 | 1984-09-11 | アクセス要求処理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6168630A true JPS6168630A (ja) | 1986-04-09 |
Family
ID=16254133
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP19020184A Pending JPS6168630A (ja) | 1984-09-11 | 1984-09-11 | アクセス要求処理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6168630A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7441565B2 (en) | 2002-09-05 | 2008-10-28 | Tosetz Co., Ltd | Fire protection zone penetrating member and injection-molding method for the same |
| DE19648752B4 (de) * | 1996-03-30 | 2010-04-01 | Samsung Electronics Co., Ltd., Suwon | Befehlsausführungsverfahren für ein CD-ROM Laufwerk |
-
1984
- 1984-09-11 JP JP19020184A patent/JPS6168630A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| DE19648752B4 (de) * | 1996-03-30 | 2010-04-01 | Samsung Electronics Co., Ltd., Suwon | Befehlsausführungsverfahren für ein CD-ROM Laufwerk |
| US7441565B2 (en) | 2002-09-05 | 2008-10-28 | Tosetz Co., Ltd | Fire protection zone penetrating member and injection-molding method for the same |
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