JPS62154159A

JPS62154159A - バ−ストマルチプレクサチヤネル

Info

Publication number: JPS62154159A
Application number: JP29404685A
Authority: JP
Inventors: Junichi Kihara; 淳一木原; Hiroyuki Kaneko; 金子　浩行
Original assignee: Toshiba Corp
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1985-12-27
Filing date: 1985-12-27
Publication date: 1987-07-09

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】［発明の技術分野］この発明は、磁気ディスクコントローラを複数の系で共
有して使用するマルチコールディスクシステムに係り、
特にマルチシーク制御を行なうバーストマルチプレクサ
チャネルに関する。

［発明の技術的背Ｉ！］この種のマルチコールディスクシステムにおいて、各基
のバーストマルチプレクサチャネル（以下、ＢＭＣと称
する）は、成る磁気ディスクドライブを対象として入出
力制御を行なう場合には、まず磁気ディスクコントロー
ラにリザーブコマンドを発行し、同コントローラの専有
使用権を確保（リザーブ）する。ＢＭＣは、コントロー
ラをリザーブすると、シークコマンドを発行する。もし
、ＣＰＵにより他の磁気ディスクドライブへの要求があ
れば、ＢＭＣは同ドライブに対するシークコマンドを発
行する。シークが完了すると、ＢＭＣはデータ転送を行
ない、ＣＰＵに割込みをかける。

そして、シーク完了待ち、或は新たな転送要求が無い場
合には、ＢＭＣは磁気ディスクコントローラにリリース
コマンドを発行して同コントローラを他系にリリース（
解放）する。コントローラは、成る系からのり、リース
コマンドによりリリースされると、他系の要求を調べ、
要求が有れば系を切換える。これにより、他系のＢＭＧ
は磁気ディスクコントローラを使用して入出力制御を行
なうことができる。

［背景技術の問題点］しかし、従来のマルチコールディスクシステムでは、磁
気ディスクコントローラは複数ドライブを同時制御０（
マルチシーク）しているので、成る系からの転送要求が
連続するような高負荷の場合には、成る系に専有された
ままの状態が発生し、他系からの要求が長時閣待たされ
る問題があった。

［発明の目的コこの発明は上記事情に鑑みてなされたものでその目的は
、マルチコールディスクシステムにおいて、１つの系が
磁気ディスクコントローラを長時間専有する恐れが無く
、もってシステム効率の向上を可能とするＢＭＣ（バー
ストマルチプレクサチャネル）を提供することにある。

［発明の概要］この発明のＢＭＣ（バーストマルチプレクサチャネル）
は、磁気ディスクコントローラをリザーブした後に同コ
ントローラを用いた連続入出力処理回数をカウントする
カウント手段と、リリースコマンド発行手段とを有して
いる。このリリースコマンド発行手段は、カウント手段
のカウント結果に応じて磁気ディスクコントローラにリ
リースコマンドを発行する。このような構成によれば、
リザーブ後の磁気ディスクコントローラを用いた連続入
出力処理回数が所定回数に達すると、同コントローラを
自動的に他系に解放することが可能となるので、１つの
系（内のＢＭＣ）が同コントローラを長時間専有する恐
れが無くなる。

［発明の実施例〕第１図はこの発明の一実施例に係るマルチコールディス
クシステムのブロック構成図である。同図において、１
０−１．１０−２は磁気ディスクドライブ（＃１．＃２
＞、２０はドライブ１０−１．１０−２を制御する磁気
ディスクコントローラである。コントローラ２０は、複
数の系、例えばＡ系システム３０ａおよびＢ系システム
３０ｂにより共有される。

システム３０ａ、３０ｂは、システムの中心を成すＣＰ
Ｕ３１ａ、３１ｂ、主メモリ（以下、ＭＭと称する）　
３２ａ　、　３２ｂ　、およびＣＰＵ３１ａ、３１ｂか
らの入出力開始指令５ＳＣＨに応じコントローラ２０を
通して入出力制御を行なう８ＭＣ３３ａ、３３ｂｅ有し
ている。８ＭＣ３３ａ、３３ｂは、同ＢＭＣ３：３ａ。

３３ｂの中心を成すマイクロプロセッサ４１ａ、４１ｂ
、ＲＡＭ４２ａ、４２ｂ等を有している。

ＲＡＭ４２ａ、４２ｂには、ドライブ１０−１．１０−
２を対象とする入出力要求（入出力開始指令５ＳＣＨ＃
１，５ＳＣＨ＃２）有りを示すフラグ（以下、要求フラ
グと称する）　５１−１．５１−２、ドライブ１０−１
゜１０−２に対するシーク動作の完了待ち状態にあるこ
とを示すフラグ（以下、シーク完了待ちフラグと称する
）　５２−１．５２−２、およびドライブ１０−１．１
０−２を対象とするシークコマンド発行の待ち状態にあ
ることを示すフラグ（以下、ウェイトフラグと称する＞
　５３−１．５３−２が、それぞれ置かれている。また
ＲＡＭ４２ａ、４２ｂには、コントローラ２０リザーブ
後のシークコマンド連続発行回数をカウントするカウン
タ５４、および上記シークコマンド連続発行回数の上限
を示す規定値Ｋが予め設定される規定値設定部５５も、
それぞれ置かれている。

次に、第１図の構成の動作を、第２図のフローチャート
および第３図のシーケンスチャートを参照して説明する
。

ＣＰＵ３１ａは、入出力制御を行なう場合、ＭＭ３２ａ
にＣＣＷ（チャネル制’ａｍ’）の集まりであるチャネ
ルプログラムを書込んだ後、８ＭＣ３３ａに入出力開始
指令５ＳＣ）−１を発する。この入出力開始指令５ＳＣ
）−１は、ＢＭＣの装置番号、対象入出力装置番号、チ
ャネルプログラムのＭＭ（ここではＭＭ３２ａ）内格納
先頭番地をＢＭＣ（ここでは８ＭＣ３３ａ）に通知する
命令である。今、第３図に示すように、Ａ系システム３
０ａのＣＰＵ３１ａ６ｓら８ＭＣ３３ａに対しテトライ
フ１Ｏ−１（＃１）ヲ入出力対象とする入出力開始指令
５ＳＣＨ＃１が発行されたものとする。ＣＰＵ３１ａか
ら８ＭＣ３３ａに対して入出力開始指令５ＳＣＨ（ここ
では５ＳＣＨ＃１）が発行されると、Ｂ　Ｍ　Ｃ３３ａ
内のマイクロプロセッサ４１ａに割込みが入る。

マイクロプロセッサ４７ａは、外部から割込みが入ると
、その割込みがＣＰＵ３１ａからの入出力要求（入出力
開始指令５ＳＣＨ）によるものであるか否かを判定しく
ステップＳｌ＞、ＹＥＳの場合にはＲＡＭ４２ａ内の要
求フラグ５１−１．５１−２のうちの該当フラグ（ここ
ではフラグ５ｌ−１）をセットする（ステップ８２）。

そしてマイクロプロセッサ４１ａは、コントローラ２０
からの入出力（Ｉｌｏ＞割込みが無く、要求フラグ５１
−１．５１−２の少なくとも一方がセット状態にあり、
そしてシーク完了待ちフラグ５２−１．ウェイトフラグ
５３−１．５３−２がいずれもセット状態にないことを
検出すると（ステップ８３〜８５　）　、ＭＭ３２ａか
らチャネルプログラムを構成するＣＣＷ（ここではドラ
イブ１０−１を対象とするＣＣＷ）を読出してＲＡＭ４
２ａに格納しくステップＳ６）、しかる後ＣＣＷの解読
を行なう（ステップＳ７）。

マイクロプロセッサ４１ａは、ステップＳ７を終了する
と８ＭＣ３３ａ内の図示せぬステータスレジスタを参照
し、Ａ系システム３０ａ（の８ＭＣ３３ａ）がコントロ
ーラ２０の専有使用権確保（リザーブ）状態にあるか否
かを判定（ステップ８８）する。

ステップＳ８の判定がＮｏの場合、マイクロプロセッサ
４１ａは、コントローラ２０（のボート１）に第３図に
示すようにリザーブコマンドを発行する（ステップ８９
）。

コントローラ２０は、ボート１にリザーブコマンドが送
出されたことを検出すると、Ｂ系システム　　　３０ｂ
（の８ＭＣ３３ｂ）によりリザーブされていなければリ
ザーブ可を示すステータスを、リザーブされていればリ
ザーブ不可を示すステータスを８ＭＣ３３ａに返す。こ
こでは、リザーブ可を示すステータスが８ＭＣ３３ａに
返され、同ＢＭＣ３３ａ内のステータスレジスタ（図示
せず）に保持される。

８ＭＣ３３ａ内のマイクロプロセッサ４１ａは、リザー
ブコマンドを送出すると、ステータスレジスタの内容を
読込んでリザーブ可否を判断する（ステップ５１０）。

この例のようにリザーブ可の場合、マイクロプロセッサ
４１ａはＲＡＭ４２ａ内のカウンタ５４のカウント値が
規定値設定部５５の示す規定値に以上であるか否かの判
定を行なう（ステップ＄１１）。今、カウンタ５４のカ
ウント値が０．Ｋが２であるものとすると、ステップ３
１１の判定はＮ。

となり、マイクロプロセッサ４１ａは、シークコマンド
、更にはバルクアドレスおよびドライブ番号をコントロ
ーラ２０に転送する（ステップ５１２）。

ここでは、ドライブ番号はドライブ１Ｏ−１（＃１）を
示しており、コントローラ２０はシークコマンドをドラ
イブ１０−１に発行する。これにより、ドライブ１０−
１は、指定されたシーク動作を開始する。一方、マイク
ロプロセッサ４１ａは、ステップ８１２を実行すると、
ＲＡＭ４２ａ内の要求フラグ５１−１．５１−２のうち
の該当フラグ（ここではフラグ５１−１　）およびウェ
イトフラグ５３−１．５３−２をリセットすると共に、
シーク完了持ちフラグ５２−１．５２−２のうちの該当
フラグ（ここではフラグ５２−１　）をセットする（ス
テップ＄１３）。そしてマイクロプロセッサ４１ａは、
ＲＡＭ４２ａ内のカウンタ５４を＋１しくステップ５１
４）、アイドル（ＩＤＬＥ）状態に戻る。

このステップ８１４により、カウンタ５４のカウント値
は１となる。

さて、ドライブ１０−１を対象とするＣＣＷの読出しが
８ＭＣ３３ａにおいて行なわれているときに、Ｂ系シス
テム３０ｂのＣＰＵ３１ｂから８ＭＣ３３ｂに入出力開
始指令５ＳＣＩ−１＃１が発行されたものとする。これ
により、８ＭＣ３３ｂ（のマイクロプロセッサ４１ｂ）
は、８ＭＣ３３ａ（のマイクロプロセッサ４１ａ）と同
様にドライブ１０−１を対象とするＣＣＷの読出しを行
ない、コントローラ２０（のボート２）にリザーブコマ
ンドを発行する（ステップ８９）。このときコントロー
ラ２０は、前記したようにＡ系システム３０ａ（の８Ｍ
Ｃ３３ａ）によりリザーブされていることから（第３図
参照）、８ＭＣ３３ｔ）に対してリザーブ不可のステー
タスを返す。このステータスは、８ＭＣ３３ｂ内のステ
ータスレジスタ（図示せず）に保持される。８ＭＣ３３
ｂ内のマイクロプロセッサ４１ｂは、リザーブコマンド
を送出すると、ステータスレジスタの内容を読込んでリ
ザーブ可否を判断する（ステップＳ　１０）。この例の
ようにリザーブ不可の場合には、リザーブ可となるまで
ステップＳ１０が繰返される。即ち８ＭＣ３３ｂは、コ
ントローラ２０がＡ系システム３０ａ（の８ＭＣ３３ａ
）によるリザーブ状態から解放（リリース）されるまで
持ち状態となる。

一方、ドライブ１０−１を対象とするＣＣＷの読出しが
８ＭＣ３３ａにおいて行なわれているときに、同ＢＭ０
３３ａにドライブ１０−２　（＃　２　＞を入出力対象
とする入出力開始指令５ＳＣＨ＃２が発行されたものと
する。この５ＳＣＨ＃２発行は、８ＭＣ３３ａ内のマイ
クロプロセッサ４１ａがｌ０ＬＥ状態に入ったときにス
テップＳ１で検出される。この検出により、ＲＡＭ４２
ａ内の要求フラグ５１−２がセットされる（ステップ８
２　）。そして千イクロプロセッサ４１ａは、ステップ
８３〜Ｓ５を経た債、ドライブ１０−２　（＃　２　）
を対象とするＣＣＷの読出し、解読を行ない（ステップ
Ｓ６，８７）、続いて自系（ここではＡ系システム３０
ａ）がコントローラ２０のリザーブ状態にあるか否かを
判定する（ステップＳ８）。マイクロプロセッサ４１ａ
による判定は、コントローラ２０がＡ系システム３０ａ
によりリザーブされているこの例では、ＹＥＳとなる。

８ＭＣ３３ａ内のマイクロプロセッサ４１ａは、ステッ
プＳ８の判定がＹＥＳであればステップ８９゜Ｓ１０を
スキップしてステップＳ１１に進み、ＲＡＭ４２ａ内の
カウンタ５４のカウント圃が規定逍Ｋ　（−２）以上で
あるか否かの判定を行なう。このときのカウンタ５４の
カウント値は１であり、したがってステップＳ１１の判
定はＮＯとなる。マイクロプロセッサ４１ａは、ステッ
プＳ１１の判定がＮＯであれば前記したようにシークコ
マンド（ここではドライブ１０−２を対象とするシーク
コマンド）を発行する（ステップ５１２）。これにより
ドライブ１０−２は、第３図に示すようにシーク動作を
開始する。

次にマイクロプロセッサ４１ａは、ＲＡＭ４２ａ内の要
求フラグ５１−２およびウェイトフラグ５３−１．５３
−２をリセットすると共にシーク完了持ちフラグ５２−
２をセットしくステップ５１３）、カウンタ５４を＋１
しくステップ、３１４）、アイドル（ＩＤＬＥ）状態に
戻る。このステップＳ１４により、カウンタ５４のカウ
ント値は２となる。

さて、先に動作を開始したドライブ１０−１におけるシ
ーク動作が完了すると、コントローラ２０から８ＭＣ３
３ａのマイクロプロセッサ４１ａに（ドライブ１０−１
でのシーク動作完了を示す）シーク完了割込みが入る。

マイクロプロセッサ４１ａは、外部からの割込みが入出
力割込みであることを検出すると（ステップＳ３）、そ
の入出力割込みがシーク完了割込みであるか否かの判定
を行なう（ステップ５１５）。この例のようにシーク完
了割込みの場合、マイクロプロセッサ４１ａはＲＡＭ４
２ａ内のシーク完了持ちフラグ５２−１．５２−２のう
ちの該当フラグ（ここではフラグ５２−１　）をリセッ
トしくステップ５１６）、シかる後にコントローラ２０
にドライブ１０−１を対象とするデータ転送コマンドを
発行して（ステップ３１７）ＩＤＬＥ状態に戻る。この
ステップ８１７の転送コマンド発行に応じ、ドライブ１
０−１とＭＭ３２ａとの間のデータ転送が行なわれる。

ドライブ１０−１．　ＭＭ３２ａ間のデータ転送が終了
すると、コントローラ２０から８ＭＣ３３ａのマイクロ
プロセッサ４１ａにデータ転送割込み（データ転送終了
割込み）が入る。マイクロプロセッサ４１ａは、外部か
らの割込みが入出力割込みであることを検出すると（ス
テップＳ３）、その入出力割込みがシーク完了割込みで
あるか否かの判定を行なう（ステップ５１５）。この例
のように転送割込みの場合には、マイクロプロセッサ４
１ａはＣＰ　Ｕ　３１ａに割込みを入れてドライブ１０
−１を対象とするデータ転送の終了（即ち、ＣＰＵ３１
ａからの入出力開始指令５ＳＣＨ＃１に対する入出力処
理終了）を通知し、ステップ８１８に進む。ステップ８
１８では、ＲＡＭ４２内のシーク完了待ちフラグ５２−
１．５２−１の少なくともいずれか一方がセット状態に
あるか否か、即ちシーク動作中のドライブが有るか否か
の判定が行なわれる（ステップ＄１８）。この例のよう
にシーク動作中のドライブ（ドライブ１Ｏ−２）が有る
場合、マイクロプロセッサ４１ａはＩＤＬＥ状態に戻る
。

さて、８ＭＣ３３ａ内のマイクロプロセッサ４１ａから
ＣＰＵ３１ａへの割込みに続いて、ＣＰＵ３１ａから８
ＭＣ３３ａに入出力開始指令５ＳＣＨ＃１が発行された
ものとする。マイクロプロセッサ４１ａは５ＳＣＨ＃１
の発行を検出すると、前記したように要求フラグ５１−
１をセットしくステップ３１゜Ｓ２）、ステップ８３〜
Ｓ５を経た後、ドライブ１０−１　（＃　１　）を対象
とするＣＣＷの読出し、解読を行なう（ステップＳ６　
、８７　）。そしてマイクロプロセッサ４１ａは、ステ
ップＳ８を経てステップ３１１に進み、ＲＡＭ４２ａ内
のカウンタ５４のカウント値が規定値Ｋ（−２）以上で
あるか否かの判定を行なう。このときのカウンタ５４の
カウント値は２であり、したがってステップ８１１の判
定はＹＥＳとなる。

ステップＳ１１の判定がＹＥＳの場合、即ちコントロー
ラ２０をリザーブした後のシークコマンドの連続発行回
数が規定１ｉ１Ｋ（＝２＞に達している場合、マイクロ
プロセッサ４１ａはステップＳ１２のシークコマンド（
ここではドライブ１０−１を対象とするシークコマンド
）発行を控え、ＲＡＭ４２ａ内のウェイトフラグ５３−
１．５３−２のうち該当フラグ（ここではフラグ５３−
１　）をセットする（ステップ５１９）。そしてマイク
ロプロセッサ４１ａはＩＤＬＥ状態に戻る。この状態に
おいて外部から割込みが入らない場合には、マイクロプ
ロセッサ４１ａはステップ８１．８３を経てステップＳ
４の判定を行なう。

このときのステップＳ４の判定は、ＲＡＭ４２ａ内の要
求フラグ５１−１がセット状態にあることからＹＥＳと
なる。この場合、マイクロプロセッサ４１ａはステップ
Ｓ５を実行する。このときのステップ＄５の判定は、Ｒ
ＡＭ４２ａ内のウェイトフラグ５３−１がセット状態に
あることからＹＥＳとなり、マイクロプロセッサ４１ａ
はステップ８１１と同様に、カウンタ５４のカウント値
が規定値に以上であるか否かを判定する（ステップ５２
０）。このときのステップＳ２０の判定は、カウンタ５
４のカウント値が２であることからＹＥＳとなり、マイ
クロプロセッサ４１ａはステップＳ１の処理に戻る。そ
して、ステップ３１．３３〜Ｓ５，８２０が繰返される
。

このような状態で、ドライブ１０−２のシーク動作が完
了し、コントローラ２０から８ＭＣ３３ａのマイクロプ
ロセッサ４１ａに（ドライブ１０−２でのシーク動作完
了を示す）シーク完了割込みが入ったものとする（第３
図参照）。マイクロプロセッサ４１ａは、この入出力割
込みをステップＳ３で検出すると、ステップＳ１５の判
定を行なう。このときの判定結果は、入出力割込みがシ
ーク完了割込みであることからＹＥＳとなる。この場合
、マイクロプロセッサ４１ａは、ＲＡＭ４２ａ内のシー
ク完了持ちフラグ５２−１．５２−２のうちの該当フラ
グ（ここではフラグ５２−２　）をリセットしくステッ
プ８１Ｂ）　、Ｌかる後にコントローラ２０にドライブ
１０−２を対象とするデータ転送コマンドを発行する（
ステップ５１７）。これにより、ドライブ１０−２とＭ
Ｍ３２ａとの間のデータ転送が行なわれる。

ドライブ１０−２．　ＭＭ３２ａ間のデータ転送が終了
すると、コントローラ２０から８ＭＣ３３ａのマイクロ
プロセッサ４１ａにデータ転送割込みが入る。マイクロ
プロセッサ４１ａは、この割込みをステップＳ３で検出
すると、ステップ８１５の判定を行なう。

このときの判定結果は、入出力割込みがデータ転送割込
みであることからＮｏとなる。この場合、マイクロプロ
セッサ４１ａは、ＲＡＭ４２ａ内の完了待ちフラグ５２
−１．５２−２によりシーク動作中のドライブが有るか
否かを判定する（ステップ８１８）。

この例のようにシーク動作中のドライブが無い場合、マ
イクロプロセッサ４１ａはステップＳ１１と同様に、カ
ウンタ５４のカウント値が規定１１１Ｋ以上であるか否
かを判定する（ステップ５２１）。このときのステップ
８２１の判定はＹＥＳとなる。マイクロプロセッサ４１
ａは、ステップ８２１の判定がＹＥＳの場合、即ちコン
トローラ２０をリザーブした後のシークコマンドの連続
発行回数が規定値Ｋ（＝２）に達している場合には、該
当データ転送の終了後において（即ら規定１ｊｉＫで指
定されている回数の入出力処理実行後において）、コン
トローラ２０（のボート１）に第３図に示すようにリリ
ースコマンドを発行しくステップ５２２）、Ｌ、かる後
にカウンタ５４を゛Ｏ゛′クリアして（ステップ８２３
）ＩＤＬＥ状態に戻る。

コントローラ２０は８ＭＣ３３ａからリリースコマンド
を受取ると、８ＭＣ３３ａ内のステータスレジスタの内
容を書換え、同ＢＭＣ３３ａをリザーブ不可状態に切換
える（第３図参照）。またコントローラ２０は、リザー
ブ待ち状態にある８ＭＣ３３ｂ内のステータスレジスタ
の内容を書換え、同ＢＭＣ３３ｂをリザーブ可状態に切
換える（第３図参照）。

この状態は、ステップＳ１０を繰返し実行している８Ｍ
Ｃ３３ｂ内マイクロプロセツサ４１ｂにより検出される
。

８ＭＣ３３ｂ内のマイクロプロセッサ４１ｂは、コント
ローラ２０をリザーブすることが（同コントローラ２０
により）許可されたことを、ステップＳ１０において検
出すると、ステップ３１１の判定を経て（ドライブ１０
−１を対象とする）シークコマンドを発行する（ステッ
プ５１２）。これにより、ＣＰＵ３１ｂからの入出力開
始指令５ＳＣＨ＃１に対応するドライブ１０−１のシー
ク動作が開始される。

８ＭＣ３３ａ内のマイクロプロセッサ４１ａは、ステッ
プ８２３によりＲＡＭ４２ａ内のカウンタ５４を″゛０
″０″クリアＤＬＥ状態に戻ると、ステップ８１．８３
を経てステップＳ４の判定を行なう。

このときのステップＳ４の判定は、要求フラグ５１−１
がセット状態にあることからＹＥＳとなる。この場合、
マイクロプロセッサ４１ａはステップＳ５を実行する。

このときのステップＳ５の判定は、ウェイトフラグ５３
−１がセット状態にあることからＹＥＳとなり、マイク
ロプロセッサ４１ａはステップ８２０の判定を行なう。

このときカウンタ５４は“０″クリアされている。した
がってステップＳ２０の判定はＮｏとなる。この場合、
マイクロプロセッサ４１ａはリザーブコマンドをコント
ローラ２０（のポート１）に発行しくステップＳ９）、
ステップ３１０のリザーブ許可の判定ステップに進む。

このとき、コントローラ２０は（Ｂ系システム３０ｂの
）８ＭＣ３３ｂにリザーブされており、ステップＳ１０
の判定はＮｏとなる。８ＭＣ３３ａ内のマイクロプロセ
ッサ４１ａは、コントローラ２０が（Ｂ系システム３０
ｂの＞８ＭＣ３３ｔ）によるリザーブ状態から解放され
るまでステップＳ１０を繰返す。

一方、８ＭＣ３３ｂ内のマイクロプロセッサ４１ｂは、
ステップＳ１２を実行すると、ＲＡＭ４２ｂ内の要求フ
ラグ５１−１．５１−２のうちの該当フラグ（ここでは
フラグ５１−１　）およびウェイトフラグ５３−１．５
３−２をリセットすると共に、シーク完了待ちフラグ５
２−１．５２−２のうちの該当フラグ（ここではフラグ
５２−１）をセットしくステップ８１３）、ステップＳ
１４を経てアイドル（ＩＤＬＥ）状態に戻る。やがてド
ライブ１０−１のシーク動作、これに続くドライブ１０
−１．　ＭＭ３２ｂ間のデータ転送が終了し、その冒が
ステップ８１５で検出されたものとする。この場合、マ
イクロプロセッサ４１ｂは、ＲＡｌｖ１４２ｂ内の完了
待ちフラグ５２−１．５２−２のうちの少なくともいず
れか一方がセット状態にあるか否かを判定する〈ステッ
プ＄１８）。このときの判定は、ＲＡＭ４２ｂ内の完了
待ちフラグ５２−１．５２−２がいずれもリセット状態
にあることから、Ｎｏとなる。マイクロプロセッサ４１
ｂは、ステップ８１８の判定がＮＯの場合、ＲＡＭ４２
ｂ内のカウンタ５４のカウント値が規定値Ｋ（−２）以
上であるか否かを判定する（ステップ５２１）。このと
きのカウンタ５４のカウント値は１であり、したがって
ステップ８２１の判定はＮｏとなる。この場合マイクロ
プロセッサ４１ｂは、ＲＡＭ４２ｂ内の要求フラグ５１
−１．５１−２の少なくともいずれか一方がセットして
いるか否かを調べ（ステップ８２４）、この例のように
フラグ５１−１．５１−２がいずれもリセットしている
場合には、リリースコマンドを発行して（ステップ５２
２）、ＲＡＭ４２ｂ内のカウンタ５４を゛０゛′クリア
する。

即ち、マイクロプロセッサ４１ｂは、シーク完了持ちで
なく、且つＣＰＵ３１ｂから新しい要求（入出力開始指
令５ＳＣ）−１）も発行されていない場合には、データ
転送終了後にコントローラ２０をリリースする。

［発明の効果］以上詳述したようにこの発明によれば、リザーブ後の磁
気ディスクコントローラを用いた連続入出力処理回数が
所定回数に達すると、たとえ未実行の入出力要求が残っ
ていても同コントローラを自動的に他系に解放すること
が可能となるので、１つの系が磁気ディスクコントロー
ラを長時間専有する恐れが無く、したがってシステム効
率が向上する。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例に係るマルチコールディス
クシステムのブロック構成図、第２図は動作を説明する
ためのフローチャート、第３図はシーケンスチャートで
ある。１０−１．１０−２・・・磁気ディスクドライブ、２０
・・・磁気ディスクコントローラ、３１ａ、　３１ｂ−
ＣＰＩＪ、　３３ａ、３３ｂ・・・バーストマルチプレ
クサチャネル（ＢＭ　Ｃ）　、４１ａ　、　４１ｂ−？
イクロプロセッサ、５１−１゜５１−２・・・要求フラ
グ、５２−１．５２−２・・・完了持ちフラグ、５３−
１．５３−２・・・ウェイトフラグ、５４・・・カウン
タ、５５・・・規定値設定部。第１図第２図（にう１）第２図（殖の２）

Claims

【特許請求の範囲】

（１）複数の系から使用される磁気ディスクコントロー
ラを制御するバーストマルチプレクサチャネルにおいて
、上記磁気ディスクコントローラの専有使用権を確保し
た後の同コントローラを用いた連続入出力処理回数をカ
ウントするカウント手段と、このカウント手段のカウン
ト結果に応じ上記磁気ディスクコントローラにリリース
コマンドを発行するリリースコマンド発行手段とを具備
し、上記磁気ディスクコントローラの専有使用権を確保
した後の上記連続入出力処理回数が所定回数に達するこ
とにより同コントローラを他系に解放するように構成さ
れていることを特徴とするバーストマルチプレクサチャ
ネル。
（２）上記カウント手段は、上記磁気ディスクコントロ
ーラへのシークコマンド発行毎にカウント動作を行なう
ことを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のバースト
マルチプレクサチャネル。