JPS63251965A - デイスク管理方式 - 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） この発明は磁気ディスクをファイル記憶装置として備え
たコンピュータシステムのディスク管理方式に関し、特
に複数台のディスクユニットのセクタ管理を容易に行な
えるようにしたディスク管理方式に関する。

（従来の技術） 磁気ディスク等の記憶装置には必ず欠陥セクタがあり、
コンピュータシステムで生成されたファイルを該記憶装
置に記憶するときには、該欠陥セクタを避けた領域を選
ばなければならない。記憶装置の中に欠陥セクタが存在
すると、使用できるセクタが該欠陥セクタによって不連
続になるため、その管理が複雑になる。

そこで、本発明者は欠陥セクタとは無関係な論理アドレ
スという概念を用いて、磁気ディスクに読み書きするフ
ァイルの管理を簡単にする方式を発明し、特許出願した
（特開昭６１−９７２１号公報）。この発明は、ファイ
ル管理情報を前記論理アドレスを用いて作成し、ファイ
ルの記憶装置への書込み、読出しは欠陥セクタテーブル
を参照して行うものである。この発明によれば、ファイ
ルの管理情報を論理アドレスを用いて作成することがで
き、磁気ディスクの欠陥セクタを意識する必要が全くな
いので、ファイル管理情報の作成が非常に容易になる。

さて、近年、磁気ディスクはコンパクトになると共に低
価格になり、パーソナルコンピュータ等にも広く利用さ
れるようになって来ている。該パーソナルコンピュータ
等のコンピュータシステムにおいては、磁気ディスクを
１台接続するようにするのが一般的であるが、システム
を拡張しようとすると、磁気ディスクを２台、３台、・
・・と複数台接続したい要求が発生する。

このような場合、従来は個々の磁気ディスクを管理する
手段を設けなくてはならず、該管理手段を実現するため
のプログラムが複雑になる。また、磁気ディスクには一
般に欠陥セクタが存在するため、該プログラムが余計に
複雑になる。

（発明が解決しようとする問題点） 以上のように、従来は、コンピュータシステムを拡張し
て例えば一つのコンピュータに複数台の磁気ディスクを
接続したような場合には、ファイル情報を個々の磁気デ
ィスクに対応させて作らねばならず、磁気ディスクを管
理するプログラムが複雑になるという問題があった。

本発明の目的は、上記の問題点を除去し、複数台の磁気
ディスクを連続空間で管理できるようにして、磁気ディ
スクの管理を容易にしたディスク管理方式を提供するに
ある。

（問題点を解決するための段および作用）本発明は、一
つのコンピュータに接続された複数台の記憶装置のセク
タに、連続する物理セクタ番号と論理セクタ番号とを付
け、また欠陥セクタテーブルに各記憶装置の最終セクタ
番号を登録することにより、該複数台の記憶装置を一元
的に管理することができるようにした点に特徴がある。

本発明は、上記のように、各記憶装置の最終セクタ番号
が強制的に欠陥セクタテーブルに登録されているので、
上位のプログラムは記憶装置の違いを意識することなく
論理セクタ番号のみで記憶装置に対してアクセス要求を
出すことができる。

また、下位のディスクハンドラプログラムをディスクの
台数に関係なく同一の構成にできるので、その作成が容
品になる。

（実施例） 以下に、本発明を図面を参照して詳細に説明する。第６
図（ａ）、（ｂ）は１個のディスクユニットの概略図を
示す。

ディスクユニットにおいては、同図（ａ）から明かなよ
うに、その中心軸から径方向に付けられた番号Ｃ（シリ
ンダ）と、その軸方向に付けられた番号ｔ　（トラック
）と、該トラック内に付けられた番号ｓ（トラック内セ
クタ）とによって、アドレスが構成されている。すなわ
ち、ディスクユニットのアドレスを（ｃ、ｔ、ｓ）で表
現することができる。

具体的なディスクユニットは、−例として、シリンダＣ
が０〜７９９、トラックｔがθ〜９、セクタＳがθ〜２
９の大きさであり、合計で２４００００セクタを有して
いる。

さて、前記ディスクユニットの場合、ディスクユニット
は２４００００セクタで構成されているので、これに連
続番号θ〜２３９９９９を付けることができる。例えば
、前記アドレス（ｃ、ｔ。

Ｓ）において、（０，０，０）を連続番号の０とし、（
０，０，１）を連続番号の１、（０，０゜２）を連続番
号の２として表わせば、（０，１゜０）が連続番号の３
０、（１，０，０）が連続番号の３００、（７９９，９
，２９）が連続番号の２３９９９９となる。

このように、ディスクユニットのセクタ番号は一元空間
内の連続番号で表わすことができる。この連続番号を以
下物理セクタ番号と呼ぶ。なお、該物理セクタ番号は、
ディスクユニットのアドレスを（ｃ、ｔ、ｓ）とする時
、次の式から求めることができる。

物理セクタ番号−ｃ×（１シリンダ内セクタ数）＋ｔＸ
（１）ラック内セクタ数）＋ｓ 今、説明を簡単にするために、１−個のディスクユニッ
トのセクタ数が１０００セクタであるとすると、その物
理アドレスは第３図に示されているように、０〜９９９
になる。

次に、該ディスクユニットのセクタの中に欠陥セクタが
あった場合、該欠陥セクタを無視して、有効なセクタに
対してのみ番号を連続的に付したアドレスを考える。す
なわち、第４図の例において、物理アドレスで１００セ
クタと５００セクタの二つが欠陥セクタであるとすると
、該１００セクタと５００セクタを無視して、物理アド
レス１０１に対して番号１００を対応させ、物理セクタ
番号５０１に対して、４９９の番号を対応させる。この
ようにして、欠陥セクタを無視して付けられた連続番号
を以下、論理セクタ番号と呼ぶ。

次に１つのコンピュータに複数の磁気ディスク、例えば
２台の磁気ディスク（Ｎ（Ｌｌ、ＮＯ，２）を接続し、
これらの磁気ディスクを管理する場合について、第１図
を参照して考える。なお、１台の磁気ディスクのセクタ
数を前記と同様に１０００セクタとし、１台目のディス
ク（Ｎｏ、１）の欠陥セクタが物理セクタ番号で１００
と５００．２台目のディスク（Ｎｏ、２）の欠陥セクタ
が物理セクタ番号で２００と８００であるとする。

本発明の実施例では、この２台の磁気ディスクを一元化
して管理するため、前記２台のディスクのセクタ番号に
は連続した物理セクタ番号が付けられる。すなわち、第
１図から明かなように、ＮＯ。

１のディスクにはθ〜９９９の物理セクタ番号が付され
、Ｎｏ、２のディスクには１０００〜１９９９の物理セ
クタ番号が付けられる。

なお、複数のディスクユニットにまたがる物理セクタ番
号は、Ｕをユニット番号（０〜ｎ）とすると、次の関係
が成立する。

物理セクターｕＸ（１ユニツト内セクタ数）＋ＣＸ　（
１シリンダ内セクタ数） ＋ｔ３（１）ラック内セクタ数）十ｓ 一方、論理セクタ番号は、前記物理セクタ番号１００．
５００．１２００および１８００が欠陥セクタであるの
で、該欠陥セクタを無視して付けられる。また、本実施
例では１台目の最後のセクタ（物理セクタ番号９９９）
は欠陥セクタでなくとも、強制的に欠陥セクタとして欠
陥セクタテーブルに登録する。この結果、該欠陥セクタ
テーブルに登録されるデータは第２図に示されるように
なる。

次に、上位のプログラムから、例えば「（論理）セクタ
８０から２００セクタ分を読み出したい。」というディ
スクアクセスがあった場合の本実施例の動作を説明する
。一般に、上位のプログラムは欠陥セクタの存在を意識
していないため、該上位のプログラムが要求するセクタ
番号は当然論理セクタ番号である。

そこで、ディスクハンドラプログラムが欠陥セクタテー
ブルを参照して、該論理セクタ番号を物理セクタ番号に
変換して、ディスクの駆動装置にアクセス要求を送る。

そこで、該変換後のアクセス要求は、次のようになる。

“（物理）セクタ８０から２０セクタ分読み出せ２ “（物理）セクタ１０１から１８０セクタ分読み出せ” このように、上位のプログラムはディスクの欠陥セクタ
を意識しない論理セクタ番号によりプログラミングする
ことができるので、上位のプログラムの作成は容易であ
る。また、ディスクハンドラプログラムは欠陥セクタテ
ーブルを参照して論理セクタ番号を物理セクタ番号に変
換するので、ディスクに新たな欠陥セクタが発生した時
には、この欠陥セクタの物理セクタ番号を欠陥セクタテ
ーブルに単に追加するだけで、該変換を正しく実行する
ことができる。

上記の例は１個のディスク（ｋｌ）内でのアクセス要求
であったが、次に２つのディスク（Ｎｏ、１゜ＮＱ、２
　）にまたがるセクタに対してアクセス要求があった場
合の動作について説明する。今、上位のプログラムから
、例えば「（論理）セクタ８００から３００セクタ分を
読み出したい」というディスクアクセスがあったとする
。

この時にも、前記の例と全く同じメカニズムで、論理セ
クタ番号から物理セクタ番号に変換することができる。

すなわち、下記のように、変換することができる。

“（物理）セクタ８０２から１９７セクタ分読み出せ” “（物理）セクタ１０００から１０３セクタ分読み出せ
” この結果、ディスクＮα１の物理セクタ８０２〜１９７
までのアクセスと、ディスクＮ（Ｌ２の物理セクタ０〜
１０３までのアクセスが行われることになる。

従来においては、異なるディスク駆動装置に対して１つ
のアクセス要求（コマンド）でアクセスすることはでき
ず、アクセスする側のプログラムがディスク駆動装置の
違いを意識してアクセス要求を切り分ける作業がどこか
で必要であった。しかしながら、本実施例では上記の例
から明かなように、上位プログラムは異なるディスクへ
のアクセスに対しても、一つのディスクへのアクセスと
同様のメカニズムでアクセス要求を出すことが可能であ
る。

なお、連続する物理セクタ番号から実際のディスク上で
の位置決めに必要なパラメータ（シリンダ番号ｃｓＦラ
ック（ヘッド）番号１．）ラック内セクタ番号Ｓ）への
変換は容易に行うことができる。

前記の実施例では、ディスクＮＯ，１の最後のセクタ（
物理セクタ番号９９９）を強制的に欠陥セクタにして欠
陥セクタテーブルに登録したが、このようにしないと上
記したような動作が期待できない理由を説明する。

上記の例のように、上位のプログラムから、「（論理）
セクタ８００から３００セクタ分読み出したい」という
ディスクアクセスがあった時、物理セクタ番号９９９が
欠陥セクタとして欠陥セクタテーブルに登録されていな
いと、次のようなメカニズムで、論理セクタ番号から物
理セクタ番号に変換されることになる。

“（物理）セクタ８０２から３００セクタ分読み出せ” このような変換が行われると、ディスクＮｏ、　１の物
理セクタの８０２セクタから１１０２セクタまで読み出
すようにディスク駆動装置にアクセス要求がいくことに
なるが、ディスクＮ（Ｌｌには物理セクタが９９９まで
しかないのでエラーと判断される。したがって、最終の
物理セクタ番号が欠陥セクタとして登録されることが必
要である。

次に、第５図に示されているようなファイル管理情報が
あった時に、ファイルｎがディスクユニット上にどのよ
うに作成されるかについて説明する。ここに、先頭セク
タ番号は論理セクタ番号で表わされている。

先頭セクタ番号７１０は物理セクタ番号に直すと、第２
図のような欠陥セクタテーブルがある場合、７１２にな
る。したがって、物理セクタ番号７１２から、該欠陥セ
クタテーブルが参照されて、５００セクタ分のディスク
ユニットのセクタがアクセスされる。すなわち、ディス
クＮα１の物理セクタ番号７２１〜９９８（２８７セク
タ分）と、ディスクＮα２の物理セクタ番号１０００〜
１１９９（２００セクタ分）、１２０１〜１２１３（１
３セクタ分）がアクセスされ、これらのセクタに前記フ
ァイルｎが作成される。

このように、本発明によれば異なるディスクユニットに
またがるファイル管理情報を論理セクタ番号を用いて一
元的に作ることができ、該ファイル管理情報を簡単に作
ることができる。

以上の実施例においては、１個のディスクユニットのセ
クタ数を１０００セクタとして説明したが、ディスクユ
ニットは実際にはこれよりはるかに大きな容量を有して
いる。しかし、本発明は、ディスクユニットの容量と関
係なく、また欠陥セクタの数に関係なく大容量のディス
クユニットに適用できることは明かである。

また、１つのコンピュータに接続されるディスクユニッ
トは２台に限定されずそれ以上であっても本発明を適用
できる。このようにすると、全てのディスクユニットを
一つの連続空間とすることができ、シングルシステムを
完成することができる。

さらに、複数台のディスクユニットを２つの組に分け、
一つの組を本発明の適用により一つの連続空間とし、他
の組を本発明の適用により他の連続空間とし、かつ前者
の組をマスク、後者の組をバックアップとして用いれば
、デュアルシステムを完成することができる。

（発明の効果） 本発明によれば、下記の優れた効果がある。

（１）欠陥セクタ管理と複数台のディスク管理を統合し
たので、ディスクハンドラのプログラムはディスクの台
数にかかわらず同一の構成になる。したがって、ディス
ク管理が単純化でき、ディスクハンドラプログラムの作
成が容易になる。　また、上位のプログラムも論理セク
タ番号だけで作れるので、その作成が容易になる。

（２）複数台のディスクを通して、欠陥セクタテーブル
は一つだけであり、論理セクタ番号から物理セクタ番号
への変換が簡単である。

（３）複数台のディスクのセクタ番号を一元化（連続番
号）しであるので、ファイルの存在する位置情報を論理
セクタ番号だけで表わすことができる。（ちなみに、従
来方式では、ディスクの番号、シリンダの番号、トラッ
クの番号、トラック内セクタ番号等の情報をすべて管理
しなければならない）

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例の物理セクタ番号と論理セク
タ番号の関係を示す説明図、第２図は第１図に対応する
欠陥セクタテーブルの説明図、第３図は物理セクタ番号
の説明図、第４図は物理セクタ番号と論理セクタ番号の
関係を示す図、第５図はファイル管理情報の一例を示す
説明図、第６図はディスクユニットのアドレス（ｃ、ｔ
、ｓ）の説明図である。 Ｃ・・・シリンダ番号、ｔ・・・トラック番号、Ｓ・・
・トラック内セクタ番号 代理人弁理士　平木通人　外１名 第３図 第４図 第６図 （ａ）　　　　　　（ｂ）

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）磁気ディスク等のセクタを記憶単位とする不揮発
   性の記憶装置を複数台接続して用いるコンピュータシス
   テムにおいて、該複数台の記憶装置のセクタに連続する
   物理セクタ番号を付しかつ連続する論理セクタ番号を想
   定して連続空間管理をし、各記憶装置の最終セクタ番号
   を含む欠陥セクタテーブルを参照して、前記論理セクタ
   番号を物理セクタ番号に欠陥セクタ番号を回避して変換
   することにより、複数台の記憶装置を一元的に管理でき
   るようにしたことを特徴とするディスク管理方式。
2. （２）上位のプログラムは前記論理セクタ番号で前記複
   数の記憶装置にアクセスし、ディスクハンドラプログラ
   ムは前記欠陥セクタテーブルを参照して、前記論理セク
   タ番号を複数の記憶装置の物理セクタ番号に変換関し、
   さらに実際のディスク上での位置決めに必要なパラメー
   タに変換するようにしたことを特徴とする前記特許請求
   の範囲第１項記載のディスク管理方式。