JP2557203B2 - ファジィ・パッキング方法及びデータ記憶システム - Google Patents
ファジィ・パッキング方法及びデータ記憶システムInfo
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Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般にデータ記憶シス
テムに関し、特に固定ブロック・アーキテクチャ（ＦＢ
Ａ）により特徴化されるデータ媒体に、カウント・キー
・データ（ＣＫＤ）・レコードをマップするデータ記憶
システム及び方法に関する。
テムに関し、特に固定ブロック・アーキテクチャ（ＦＢ
Ａ）により特徴化されるデータ媒体に、カウント・キー
・データ（ＣＫＤ）・レコードをマップするデータ記憶
システム及び方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】迅速にアクセス、変更及び再記憶される
大量のデータ（またはレコード）を記憶する能力を提供
することが、大規模、中規模及び小規模コンピュータ・
システムにおいても、一般に必須の要求となっている。
これらのコンピュータ・システムは例えばホスト・プロ
セッサの形式を取り、そうした例として、ＩＢＭ３９９
０記憶制御装置に接続されて、データを計算及び処理す
るIBM System/360またはIBM System/370プロセッサがあ
る。この記憶制御装置は更にＩＢＭ３３８０または３３
９０ ＤＡＳＤなどの直接アクセス記憶装置（ＤＡＳ
Ｄ）のグループに接続される。ホスト・プロセッサは実
質的な計算能力を提供するが、記憶制御装置はデータベ
ースを効率的に転送、ステージ（stage）／デステージ
（destage）、変換及び一般にアクセスするのに必要な
機能を提供する。ＤＡＳＤ上に記憶されるこれらのデー
タベースは、例えば、数ギガバイトのデータ容量を容易
に越えたりする。
大量のデータ（またはレコード）を記憶する能力を提供
することが、大規模、中規模及び小規模コンピュータ・
システムにおいても、一般に必須の要求となっている。
これらのコンピュータ・システムは例えばホスト・プロ
セッサの形式を取り、そうした例として、ＩＢＭ３９９
０記憶制御装置に接続されて、データを計算及び処理す
るIBM System/360またはIBM System/370プロセッサがあ
る。この記憶制御装置は更にＩＢＭ３３８０または３３
９０ ＤＡＳＤなどの直接アクセス記憶装置（ＤＡＳ
Ｄ）のグループに接続される。ホスト・プロセッサは実
質的な計算能力を提供するが、記憶制御装置はデータベ
ースを効率的に転送、ステージ（stage）／デステージ
（destage）、変換及び一般にアクセスするのに必要な
機能を提供する。ＤＡＳＤ上に記憶されるこれらのデー
タベースは、例えば、数ギガバイトのデータ容量を容易
に越えたりする。
【０００３】磁気または光ディスクなどのＤＡＳＤ記憶
装置は、データ・ビットをディスク面上のマイクロメー
トルのサイズの磁気または光変更スポットとして記憶
し、これらのスポットが、これらのデータ・ビットを形
成する"１"及び"０"を表す。磁気ＤＡＳＤは残留磁気材
料により被覆された１個以上のディスクを含む。ディス
クは保護環境内において回転式に実装される。各ディス
クは多数の同心トラックまたは近接する円周に分割され
る。データは各トラックに沿って、ビット毎にシリアル
に記憶される。ヘッド・ディスク・アセンブリ（ＨＤ
Ａ）として知られるアクセス機構は、通常、１個以上の
読出し／書込みヘッドを含み、各ＤＡＳＤ内に提供され
てトラックを横断して移動し、ディスクが読出し／書込
みヘッドを通過して回転される時、ディスク面にまたは
ディスク面からデータが転送される。
装置は、データ・ビットをディスク面上のマイクロメー
トルのサイズの磁気または光変更スポットとして記憶
し、これらのスポットが、これらのデータ・ビットを形
成する"１"及び"０"を表す。磁気ＤＡＳＤは残留磁気材
料により被覆された１個以上のディスクを含む。ディス
クは保護環境内において回転式に実装される。各ディス
クは多数の同心トラックまたは近接する円周に分割され
る。データは各トラックに沿って、ビット毎にシリアル
に記憶される。ヘッド・ディスク・アセンブリ（ＨＤ
Ａ）として知られるアクセス機構は、通常、１個以上の
読出し／書込みヘッドを含み、各ＤＡＳＤ内に提供され
てトラックを横断して移動し、ディスクが読出し／書込
みヘッドを通過して回転される時、ディスク面にまたは
ディスク面からデータが転送される。
【０００４】データまたはレコードは一般に、カウント
・キー・データ（ＣＫＤ）形式または固定ブロック・ア
ーキテクチャ（ＦＢＡ）形式により、ＤＡＳＤに記憶さ
れる。レコードが効率的に記憶される、すなわち無駄な
ディスク空間が最小化されるので、ＣＫＤレコード記憶
装置は望ましい。ＣＫＤ形式で記憶されるレコードは、
カウント領域、キー領域及びデータ領域を含む。カウン
ト領域は通常、ｎバイト・フィールドであり、これは物
理アドレス（トラック番号）、識別子（シリンダ番号、
ヘッド番号及びレコード番号を含む）、レコード形式及
びレコード長（レコードを形成するデータ・バイト
数）、及びキーの長さ（続くキー領域を形成するバイト
数）を記述することによりレコードを識別する。キー領
域は多バイト長であり、例えば１バイト乃至２５６バイ
トの長さを有し、レコードを一意的に識別する。キーは
部品番号、従業員識別番号、アカウント番号または他の
有用な識別子である。データ領域は実際のデータであ
り、数バイトから何百万バイトにまで及ぶ。ＣＫＤレコ
ードは効率的な記憶に加え、キーにもとづきレコードを
見い出す機能を提供する。またＣＫＤレコード長は定義
されており、既知であるので、ＣＫＤレコードは連続的
に書込まれる。従って、レコード間のディスク空間を無
駄にすることなく、前レコードの終りに別のレコードが
書込まれることになる。その結果、ＣＫＤレコード形式
の欠点として、レコードをアクセスするためのキーを見
い出すために、全トラックが探索されなければならな
い。
・キー・データ（ＣＫＤ）形式または固定ブロック・ア
ーキテクチャ（ＦＢＡ）形式により、ＤＡＳＤに記憶さ
れる。レコードが効率的に記憶される、すなわち無駄な
ディスク空間が最小化されるので、ＣＫＤレコード記憶
装置は望ましい。ＣＫＤ形式で記憶されるレコードは、
カウント領域、キー領域及びデータ領域を含む。カウン
ト領域は通常、ｎバイト・フィールドであり、これは物
理アドレス（トラック番号）、識別子（シリンダ番号、
ヘッド番号及びレコード番号を含む）、レコード形式及
びレコード長（レコードを形成するデータ・バイト
数）、及びキーの長さ（続くキー領域を形成するバイト
数）を記述することによりレコードを識別する。キー領
域は多バイト長であり、例えば１バイト乃至２５６バイ
トの長さを有し、レコードを一意的に識別する。キーは
部品番号、従業員識別番号、アカウント番号または他の
有用な識別子である。データ領域は実際のデータであ
り、数バイトから何百万バイトにまで及ぶ。ＣＫＤレコ
ードは効率的な記憶に加え、キーにもとづきレコードを
見い出す機能を提供する。またＣＫＤレコード長は定義
されており、既知であるので、ＣＫＤレコードは連続的
に書込まれる。従って、レコード間のディスク空間を無
駄にすることなく、前レコードの終りに別のレコードが
書込まれることになる。その結果、ＣＫＤレコード形式
の欠点として、レコードをアクセスするためのキーを見
い出すために、全トラックが探索されなければならな
い。
【０００５】ＦＢＡ形式によるデータ記憶は、こうした
記憶用に特殊にフォーマットされたＤＡＳＤの使用を必
要とする。ＦＢＡレコード記憶の利点は、安価な記憶効
率コストにおいて、単純な処理及び高速なアクセスを提
供できることである。更にＦＢＡタイプのＤＡＳＤは安
価なコストで入手可能である。ＦＢＡレコード記憶機能
を有するＤＡＳＤは、トラックを、各々が所定バイト数
を有する多数のセクタに分割する。例として、各トラッ
クが各々が５１２バイトのデータを記憶可能な７２セク
タに分割される。各セクタはロケーションまたはアドレ
ス識別及びデータ記憶を提供する。この例では、レコー
ドが５１２バイト未満を含む場合、データに続くセクタ
内の領域は使用されず、通常はパッドされる（終りに"
０"が充填される）。
記憶用に特殊にフォーマットされたＤＡＳＤの使用を必
要とする。ＦＢＡレコード記憶の利点は、安価な記憶効
率コストにおいて、単純な処理及び高速なアクセスを提
供できることである。更にＦＢＡタイプのＤＡＳＤは安
価なコストで入手可能である。ＦＢＡレコード記憶機能
を有するＤＡＳＤは、トラックを、各々が所定バイト数
を有する多数のセクタに分割する。例として、各トラッ
クが各々が５１２バイトのデータを記憶可能な７２セク
タに分割される。各セクタはロケーションまたはアドレ
ス識別及びデータ記憶を提供する。この例では、レコー
ドが５１２バイト未満を含む場合、データに続くセクタ
内の領域は使用されず、通常はパッドされる（終りに"
０"が充填される）。
【０００６】ＦＢＡタイプ装置は一般に、ＣＫＤタイプ
装置よりも良好な性能を提供する。更にＦＢＡタイプ装
置は、記憶容量が１ギガバイトを越える小さなフォーム
・ファクタ・パッケージングを提供するために広範に使
用可能である。ＦＢＡ装置の普及により、ユーザは以前
に書込まれたＣＫＤレコードをＦＢＡ形式で記憶するこ
とを望むようになった。ＣＫＤレコードをＦＢＡ装置に
書込むにはＣＫＤレコードのマッピング、及び時にはＣ
ＫＤレコード形式の変換が必要となる。こうしたＣＫＤ
レコード形式を変更するための幾つかの異なる変換技術
が知られている。
装置よりも良好な性能を提供する。更にＦＢＡタイプ装
置は、記憶容量が１ギガバイトを越える小さなフォーム
・ファクタ・パッケージングを提供するために広範に使
用可能である。ＦＢＡ装置の普及により、ユーザは以前
に書込まれたＣＫＤレコードをＦＢＡ形式で記憶するこ
とを望むようになった。ＣＫＤレコードをＦＢＡ装置に
書込むにはＣＫＤレコードのマッピング、及び時にはＣ
ＫＤレコード形式の変換が必要となる。こうしたＣＫＤ
レコード形式を変更するための幾つかの異なる変換技術
が知られている。
【０００７】ＣＫＤレコードをＦＢＡレコードに変換す
る１つの方法では、ＣＫＤレコードの各領域を別々のセ
クタに配置する。従って、カウント・フィールドが第１
のセクタに書込まれ、キー・フィールドが第２のセクタ
に書込まれ、データ・フィールドが１個以上の別のセク
タに書込まれる。この変換形式の効率はレコードのサイ
ズとセクタのサイズの両方に依存する。最悪の場合は、
小レコード且つ大セクタにおいて発生し、この場合、実
質的なディスク空間がデータ・フィールド内の未使用領
域の他に、カウント・フィールド及びキー・フィールド
内のセクタの未使用領域において浪費される。一方、こ
の変換は小セクタ・サイズが概して大きなデータ・フィ
ールドに結合される場合では、カウント・フィールド及
びキー・フィールドのセクタのオーバヘッドが最小化さ
れるために、極めて効率的である。この方法によるＣＫ
ＤレコードのＦＢＡ装置への書込みは、追加のマッピン
グ計算が最小に維持されるため、非常に高速である。
る１つの方法では、ＣＫＤレコードの各領域を別々のセ
クタに配置する。従って、カウント・フィールドが第１
のセクタに書込まれ、キー・フィールドが第２のセクタ
に書込まれ、データ・フィールドが１個以上の別のセク
タに書込まれる。この変換形式の効率はレコードのサイ
ズとセクタのサイズの両方に依存する。最悪の場合は、
小レコード且つ大セクタにおいて発生し、この場合、実
質的なディスク空間がデータ・フィールド内の未使用領
域の他に、カウント・フィールド及びキー・フィールド
内のセクタの未使用領域において浪費される。一方、こ
の変換は小セクタ・サイズが概して大きなデータ・フィ
ールドに結合される場合では、カウント・フィールド及
びキー・フィールドのセクタのオーバヘッドが最小化さ
れるために、極めて効率的である。この方法によるＣＫ
ＤレコードのＦＢＡ装置への書込みは、追加のマッピン
グ計算が最小に維持されるため、非常に高速である。
【０００８】ＣＫＤレコードからＦＢＡレコードへの変
換を提供する別の方法は、ＣＫＤレコードのパッキング
を含む。この変換方法では、第１のＣＫＤレコードがＦ
ＢＡ装置に連続的に書込まれる（カウント、キー及びデ
ータ領域がセクタ境界により分離されない）。第２のＣ
ＫＤレコードは、第１のＣＫＤレコードが終了した所か
ら書込まれる。このロケーションはセクタの中央であっ
てもよい。この方法によるＣＫＤレコードの書込みは優
れた記録密度を提供する。しかしながら、大きなセクタ
・サイズはシステム性能を低下させる傾向がある。なぜ
なら、データがセクタの始まりから読出されなければな
らず、そうしたデータの多くが所望のレコードに先行す
るレコードのデータに相当する可能性が大きいからであ
る。
換を提供する別の方法は、ＣＫＤレコードのパッキング
を含む。この変換方法では、第１のＣＫＤレコードがＦ
ＢＡ装置に連続的に書込まれる（カウント、キー及びデ
ータ領域がセクタ境界により分離されない）。第２のＣ
ＫＤレコードは、第１のＣＫＤレコードが終了した所か
ら書込まれる。このロケーションはセクタの中央であっ
てもよい。この方法によるＣＫＤレコードの書込みは優
れた記録密度を提供する。しかしながら、大きなセクタ
・サイズはシステム性能を低下させる傾向がある。なぜ
なら、データがセクタの始まりから読出されなければな
らず、そうしたデータの多くが所望のレコードに先行す
るレコードのデータに相当する可能性が大きいからであ
る。
【０００９】別の視点からＣＫＤレコードのマッピング
問題に取り組むアプローチでは、ＣＫＤレコードをアン
パック形式で記憶する。アンパック形式では、システム
性能は優れているが記録密度は悪影響を受ける。各ＣＫ
Ｄレコードがセクタ境界から書込まれ、必要とされる限
りのセクタに渡って継続される。従って、不要なデータ
を読出すことなくレコードが迅速に見い出される。各レ
コードの終りから最終セクタの終りまでの空間がパッド
され、従って浪費される。浪費される空間は小レコード
の場合において不当に大きくなり、セクタ・サイズが大
きくなると、更に悪化する。
問題に取り組むアプローチでは、ＣＫＤレコードをアン
パック形式で記憶する。アンパック形式では、システム
性能は優れているが記録密度は悪影響を受ける。各ＣＫ
Ｄレコードがセクタ境界から書込まれ、必要とされる限
りのセクタに渡って継続される。従って、不要なデータ
を読出すことなくレコードが迅速に見い出される。各レ
コードの終りから最終セクタの終りまでの空間がパッド
され、従って浪費される。浪費される空間は小レコード
の場合において不当に大きくなり、セクタ・サイズが大
きくなると、更に悪化する。
【００１０】ＣＫＤレコードからＦＢＡレコードへの更
に別の変換では、ＣＫＤレコードのカウント領域及びキ
ー領域をＦＢＡ装置の１つの領域またはテーブルに記憶
し（そして読出し応答時間を改良するために、こうした
テーブルを電子メモリにコピーする）、データ・フィー
ルドを装置の残りのセクタに連続的に記憶する。次に、
メモリ内のテーブルが使用され、データ・フィールドの
ロケーションが迅速に決定される。更にデータ・フィー
ルドが効率的に記憶される。なぜなら、これらは連続的
に記憶されるからである。この変換の欠点は、非常に大
きな数のレコードの場合に、テーブルを記憶する大容量
の電子メモリが要求されることである。
に別の変換では、ＣＫＤレコードのカウント領域及びキ
ー領域をＦＢＡ装置の１つの領域またはテーブルに記憶
し（そして読出し応答時間を改良するために、こうした
テーブルを電子メモリにコピーする）、データ・フィー
ルドを装置の残りのセクタに連続的に記憶する。次に、
メモリ内のテーブルが使用され、データ・フィールドの
ロケーションが迅速に決定される。更にデータ・フィー
ルドが効率的に記憶される。なぜなら、これらは連続的
に記憶されるからである。この変換の欠点は、非常に大
きな数のレコードの場合に、テーブルを記憶する大容量
の電子メモリが要求されることである。
【００１１】データ・レコードのサイズがコンピュータ
・アプリケーション毎に異なり（例えば従業員レコード
が比較的小さく、グラフィカル・イメージ・レコードが
比較的大きいなど）、セクタ・サイズがＦＢＡ装置毎に
異なり（例えば５１２バイトから２０４８バイト以上ま
で）、またデータベースに記憶されるレコード数が実質
的に変化することを考慮すると、全てのタイプのレコー
ドをレコード・サイズまたはセクタ・サイズに関係なく
単一の形式にマップすることは、異なる環境に対する最
適な変換を提供しない。
・アプリケーション毎に異なり（例えば従業員レコード
が比較的小さく、グラフィカル・イメージ・レコードが
比較的大きいなど）、セクタ・サイズがＦＢＡ装置毎に
異なり（例えば５１２バイトから２０４８バイト以上ま
で）、またデータベースに記憶されるレコード数が実質
的に変化することを考慮すると、全てのタイプのレコー
ドをレコード・サイズまたはセクタ・サイズに関係なく
単一の形式にマップすることは、異なる環境に対する最
適な変換を提供しない。
【００１２】従って、記憶空間を効率的に使用し、ＣＫ
Ｄレコードをステージするシステム応答時間を改良する
ために、ＣＫＤレコードをＦＢＡアーキテクチャにファ
ジィ（fuzzy）にマップする方法及び記憶システムを提
供することが望まれる。
Ｄレコードをステージするシステム応答時間を改良する
ために、ＣＫＤレコードをＦＢＡアーキテクチャにファ
ジィ（fuzzy）にマップする方法及び記憶システムを提
供することが望まれる。
【００１３】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、カウ
ント・キー・データ（ＣＫＤ）・レコードを固定ブロッ
ク・アーキテクチャ（ＦＢＡ）記憶装置にマップする改
良された装置及び方法を提供することである。
ント・キー・データ（ＣＫＤ）・レコードを固定ブロッ
ク・アーキテクチャ（ＦＢＡ）記憶装置にマップする改
良された装置及び方法を提供することである。
【００１４】
【課題を解決するための手段】本発明の第１の実施例に
よれば、ＣＫＤレコードをＦＢＡ記憶装置にファジィに
パックする方法が提供され、そこでは幾つかのＣＫＤレ
コードがパックされ、他のＣＫＤレコードがアンパック
される。ファジィ・パッキング方法は次に示すステッ
プ、すなわち、ａ）現ＣＫＤレコードが完全に現セクタ
の残りの使用可能領域内に適合する場合、現ＣＫＤレコ
ードを現セクタ内で使用可能な第１バイトからパックす
るステップと、ｂ）現ＣＫＤレコードのサイズが所定セ
クタ数に跨る場合、現ＣＫＤレコードを現セクタ内で使
用可能な第１バイトからパックし、現ＣＫＤレコードを
１個以上の追加のセクタに跨らせるステップと、ｃ）現
ＣＫＤレコードが所定セクタ数より多くのセクタに跨る
場合、現ＣＫＤレコードを次の使用可能セクタの開始か
ら書込むステップとを含む。
よれば、ＣＫＤレコードをＦＢＡ記憶装置にファジィに
パックする方法が提供され、そこでは幾つかのＣＫＤレ
コードがパックされ、他のＣＫＤレコードがアンパック
される。ファジィ・パッキング方法は次に示すステッ
プ、すなわち、ａ）現ＣＫＤレコードが完全に現セクタ
の残りの使用可能領域内に適合する場合、現ＣＫＤレコ
ードを現セクタ内で使用可能な第１バイトからパックす
るステップと、ｂ）現ＣＫＤレコードのサイズが所定セ
クタ数に跨る場合、現ＣＫＤレコードを現セクタ内で使
用可能な第１バイトからパックし、現ＣＫＤレコードを
１個以上の追加のセクタに跨らせるステップと、ｃ）現
ＣＫＤレコードが所定セクタ数より多くのセクタに跨る
場合、現ＣＫＤレコードを次の使用可能セクタの開始か
ら書込むステップとを含む。
【００１５】本発明の別の実施例では、カウント・キー
・データ（ＣＫＤ）・レコードを受信し、固定ブロック
・アーキテクチャ（ＦＢＡ）形式にファジィにパックす
るデータ記憶システムが提供される。データ記憶システ
ムは、レコードをシリンダ状にアドレス可能なロケーシ
ョンに記憶するように、論理的にセクタに分割される直
接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）を含む。ＤＡＳＤは制
御装置に接続され、制御装置はＣＫＤレコードを受信
し、ホスト・コマンドに応答してＣＫＤレコードをマッ
プする。制御記憶は現ＣＫＤレコードをアンパック形式
で記憶するよりも少ないセクタにより、現ＣＫＤレコー
ドを現在使用可能なアドレス可能ロケーションから記憶
可能ならば、制御装置に現ＣＫＤレコードをＤＡＳＤに
パック形式でマップするように指示し、それ以外では、
現ＣＫＤレコードをアンパック形式により次の使用可能
セクタからマップするように指示する命令を保持する。
・データ（ＣＫＤ）・レコードを受信し、固定ブロック
・アーキテクチャ（ＦＢＡ）形式にファジィにパックす
るデータ記憶システムが提供される。データ記憶システ
ムは、レコードをシリンダ状にアドレス可能なロケーシ
ョンに記憶するように、論理的にセクタに分割される直
接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）を含む。ＤＡＳＤは制
御装置に接続され、制御装置はＣＫＤレコードを受信
し、ホスト・コマンドに応答してＣＫＤレコードをマッ
プする。制御記憶は現ＣＫＤレコードをアンパック形式
で記憶するよりも少ないセクタにより、現ＣＫＤレコー
ドを現在使用可能なアドレス可能ロケーションから記憶
可能ならば、制御装置に現ＣＫＤレコードをＤＡＳＤに
パック形式でマップするように指示し、それ以外では、
現ＣＫＤレコードをアンパック形式により次の使用可能
セクタからマップするように指示する命令を保持する。
【００１６】本発明の上述のそして他の目的、特徴及び
利点が、添付図に関連して後述される本発明の好適な実
施例から明らかとなろう。
利点が、添付図に関連して後述される本発明の好適な実
施例から明らかとなろう。
【００１７】
【実施例】図１を参照すると、パック、アンパック及び
ファジィ・パック化カウント・キー・データ（ＣＫＤ）
の固定ブロック・アーキテクチャ（ＦＢＡ）へのマッピ
ングが表される。ＦＢＡ装置の各ディスク（図示せず）
は、例えば磁気ディスク・ドライブ内に提供され、同心
トラックに分割されるだけでなくセクタにも分割され
る。数百または数千のセクタがディスクの片側に存在す
る。各セクタは所定バイト数、典型的には５１２バイト
を記憶可能であるが、１セクタ当たりのバイト数は可変
である。説明の都合上、セクタ１乃至５が図１には示さ
れている。
ファジィ・パック化カウント・キー・データ（ＣＫＤ）
の固定ブロック・アーキテクチャ（ＦＢＡ）へのマッピ
ングが表される。ＦＢＡ装置の各ディスク（図示せず）
は、例えば磁気ディスク・ドライブ内に提供され、同心
トラックに分割されるだけでなくセクタにも分割され
る。数百または数千のセクタがディスクの片側に存在す
る。各セクタは所定バイト数、典型的には５１２バイト
を記憶可能であるが、１セクタ当たりのバイト数は可変
である。説明の都合上、セクタ１乃至５が図１には示さ
れている。
【００１８】ＣＫＤレコードＲ１乃至Ｒ４の完全パッキ
ングの結果、各レコードは先行レコードが終了するロケ
ーションに書込まれる。図示のように、ＣＫＤレコード
の完全パッキングは最も効率的にＦＢＡ装置上の空間を
使用する。しかしながら、Ｒ３レコードを読出そうとす
る時、性能的な欠点が生じる。なぜなら、たとえレコー
ドＲ３の小部分がセクタＳ３内に存在するとしても、セ
クタＳ３の大部分がレコードＲ３の開始を見い出すため
に読出されなければならないからである。セクタ・サイ
ズが現５１２バイトから更に増加する傾向が見受けら
れ、それに伴いセクタの不要部分を読出すために浪費さ
れるシステム時間が増加することになる。従って、ＣＫ
ＤレコードのＦＢＡ装置への完全なパッキングは、大き
なセクタ・サイズに対しては余り好適ではない。
ングの結果、各レコードは先行レコードが終了するロケ
ーションに書込まれる。図示のように、ＣＫＤレコード
の完全パッキングは最も効率的にＦＢＡ装置上の空間を
使用する。しかしながら、Ｒ３レコードを読出そうとす
る時、性能的な欠点が生じる。なぜなら、たとえレコー
ドＲ３の小部分がセクタＳ３内に存在するとしても、セ
クタＳ３の大部分がレコードＲ３の開始を見い出すため
に読出されなければならないからである。セクタ・サイ
ズが現５１２バイトから更に増加する傾向が見受けら
れ、それに伴いセクタの不要部分を読出すために浪費さ
れるシステム時間が増加することになる。従って、ＣＫ
ＤレコードのＦＢＡ装置への完全なパッキングは、大き
なセクタ・サイズに対しては余り好適ではない。
【００１９】レコードを完全にアンパック式に記憶する
と、レコード・パッキングが非効率的となるが、ステー
ジング効率は改良される。
と、レコード・パッキングが非効率的となるが、ステー
ジング効率は改良される。
【００２０】図１の例では、各レコードはセクタの開始
から書込まれるので、セクタＳ１乃至Ｓ５にレコードＲ
１乃至Ｒ３だけが書込まれる（この例ではレコードＲ３
は２セクタを使用するが、完全パック化レコードＲ３は
３セクタを要する）。従って、所望のレコードを含まな
いセクタ部分の読出しに要するシステム時間が浪費され
ない。レコードに続くセクタの未使用部分にはパッドが
充填される（"０"がセクタの終りに書込まれる）。小レ
コード且つ大セクタ・サイズの場合には、完全アンパッ
ク化レコードの非効率性が一層増長されることになる。
から書込まれるので、セクタＳ１乃至Ｓ５にレコードＲ
１乃至Ｒ３だけが書込まれる（この例ではレコードＲ３
は２セクタを使用するが、完全パック化レコードＲ３は
３セクタを要する）。従って、所望のレコードを含まな
いセクタ部分の読出しに要するシステム時間が浪費され
ない。レコードに続くセクタの未使用部分にはパッドが
充填される（"０"がセクタの終りに書込まれる）。小レ
コード且つ大セクタ・サイズの場合には、完全アンパッ
ク化レコードの非効率性が一層増長されることになる。
【００２１】ファジィ・レコード・パッキングは、レコ
ード・サイズ、セクタ・サイズ及び現セクタ内で使用可
能な空間量を考慮して、記録密度とシステム応答時間と
の間の最適なトレードオフを求め、レコードをパックす
るか、或いはレコードをアンパック式に記憶するかを決
定する。図１では、ファジィ・パッキングによりレコー
ドＲ１乃至Ｒ４は、パック化形式の場合と同数のセクタ
を使用し（これはディスク全体に渡っては真実でないこ
とも有り得る）、４つのレコードの内の２つがセクタ境
界から開始する。最適なシステム応答時間及び記録密度
のトレードオフにおいて、前セクタの相当部分がレコー
ドを検索するために読出されなければならない場合には
（例えばレコードＲ３の場合）、レコードは新たなセク
タ境界から開始されるべきである。反対に前レコードの
相当部分がパッドまたは浪費される場合、換言すると、
セクタの小部分だけが前レコードを含むような場合には
（例えばレコードＲ２）、ＣＫＤレコードはパックされ
るべきである。フォーマット・オペレーションの間に決
定されるレコードの配置は、多数のレコードを不当な処
理オーバヘッド無しに処理するために、高速であるべき
である。
ード・サイズ、セクタ・サイズ及び現セクタ内で使用可
能な空間量を考慮して、記録密度とシステム応答時間と
の間の最適なトレードオフを求め、レコードをパックす
るか、或いはレコードをアンパック式に記憶するかを決
定する。図１では、ファジィ・パッキングによりレコー
ドＲ１乃至Ｒ４は、パック化形式の場合と同数のセクタ
を使用し（これはディスク全体に渡っては真実でないこ
とも有り得る）、４つのレコードの内の２つがセクタ境
界から開始する。最適なシステム応答時間及び記録密度
のトレードオフにおいて、前セクタの相当部分がレコー
ドを検索するために読出されなければならない場合には
（例えばレコードＲ３の場合）、レコードは新たなセク
タ境界から開始されるべきである。反対に前レコードの
相当部分がパッドまたは浪費される場合、換言すると、
セクタの小部分だけが前レコードを含むような場合には
（例えばレコードＲ２）、ＣＫＤレコードはパックされ
るべきである。フォーマット・オペレーションの間に決
定されるレコードの配置は、多数のレコードを不当な処
理オーバヘッド無しに処理するために、高速であるべき
である。
【００２２】図２は、ＦＢＡ装置上にＣＫＤレコードを
ファジィ・パックするために実行されるステップを示
す。ファジィ・パッキングは、ＣＫＤレコードがＦＢＡ
装置にマップされることが識別されると、ステップ２０
で開始される。ステップ２２において、マッピングを決
定するために必要な情報が検索され、こうした情報に
は、ＣＫＤレコードを構成するバイト数（RecSize ）、
ＦＢＡ装置の各セクタを構成するバイト数（SectSiz
e）、及びパックされる場合にＣＫＤレコードが書込ま
れる現セクタの次の使用可能ロケーション（最終レコー
ドの終り）（FirstByte）が含まれる。
ファジィ・パックするために実行されるステップを示
す。ファジィ・パッキングは、ＣＫＤレコードがＦＢＡ
装置にマップされることが識別されると、ステップ２０
で開始される。ステップ２２において、マッピングを決
定するために必要な情報が検索され、こうした情報に
は、ＣＫＤレコードを構成するバイト数（RecSize ）、
ＦＢＡ装置の各セクタを構成するバイト数（SectSiz
e）、及びパックされる場合にＣＫＤレコードが書込ま
れる現セクタの次の使用可能ロケーション（最終レコー
ドの終り）（FirstByte）が含まれる。
【００２３】ステップ２４は、現ＣＫＤレコードがアン
パック式に書込まれる場合、現ＣＫＤレコードを書込む
ために必要なセクタ数（MinSect ）を決定する（これは
現ＣＫＤレコードが物理的に書込まれる最小のセクタで
ある）。MinSect は次のように計算される。
パック式に書込まれる場合、現ＣＫＤレコードを書込む
ために必要なセクタ数（MinSect ）を決定する（これは
現ＣＫＤレコードが物理的に書込まれる最小のセクタで
ある）。MinSect は次のように計算される。
【数１】 MinSect = Integer（RecSize/SectSize） （式１）
【００２４】ここで、Integerは整数、RecSizeはレコー
ド・サイズ、SectSizeはセクタ・サイズをそれぞれ表
す。
ド・サイズ、SectSizeはセクタ・サイズをそれぞれ表
す。
【００２５】例として、RecSizeが６００バイトで、Sec
Sizeが５１２バイトの場合、MinsectはInteger（600/51
2）すなわち２である。"Integer"コマンドは、例えば、
括弧内から返却される値を切り捨てた後、増分する（す
なわち次の整数値に切り上げる）ことにより実行され
る。
Sizeが５１２バイトの場合、MinsectはInteger（600/51
2）すなわち２である。"Integer"コマンドは、例えば、
括弧内から返却される値を切り捨てた後、増分する（す
なわち次の整数値に切り上げる）ことにより実行され
る。
【００２６】ステップ２６で、現ＣＫＤレコードが現セ
クタの残りの部分に収まるかどうか、或いは現ＣＫＤレ
コードが隣接セクタにオーバフローするかどうかが判断
される。オーバフロー量（OvrFlw）は次のように決定さ
れる。
クタの残りの部分に収まるかどうか、或いは現ＣＫＤレ
コードが隣接セクタにオーバフローするかどうかが判断
される。オーバフロー量（OvrFlw）は次のように決定さ
れる。
【数２】 OvrFlw = RecSize -（SectSize - FirstByte） （式２）
【００２７】式２は２つの部分を有し、第１の部分で
は、現セクタの残りの領域またはパッドが、単純にSect
Size-FirstByteとして決定される。現ＣＫＤレコードが
パッドよりも小さいと、OvrFlwは負の結果（オーバフロ
ー無しを意味する）を返し、ＣＫＤレコード全体が現セ
クタの残りの領域に書込まれる。一方、パッドが現ＣＫ
Ｄレコードよりも小さい場合には、OvrFlwは正の結果を
返却し、この場合には現ＣＫＤレコードは現セクタ内に
完全には収容されない。
は、現セクタの残りの領域またはパッドが、単純にSect
Size-FirstByteとして決定される。現ＣＫＤレコードが
パッドよりも小さいと、OvrFlwは負の結果（オーバフロ
ー無しを意味する）を返し、ＣＫＤレコード全体が現セ
クタの残りの領域に書込まれる。一方、パッドが現ＣＫ
Ｄレコードよりも小さい場合には、OvrFlwは正の結果を
返却し、この場合には現ＣＫＤレコードは現セクタ内に
完全には収容されない。
【００２８】ステップ２６で決定されるOvrFlw値は、現
ＣＫＤレコードをパックするかどうかを決定するため
に、ステップ２８でテストされる。OvrFlwが負の場合、
または０以下の場合、ステップ３０で現ＣＫＤレコード
が現セクタのFirstByte からパックされ、ファジィ・パ
ッキングの目的上、現ＣＫＤレコードに対するそれ以上
の処理は要求されず、次のＣＫＤレコードがアクセスさ
れる（再度ステップ２０で開始される）。OvrFlwが正の
場合、または０より大きい場合、処理はステップ３２に
移行する。
ＣＫＤレコードをパックするかどうかを決定するため
に、ステップ２８でテストされる。OvrFlwが負の場合、
または０以下の場合、ステップ３０で現ＣＫＤレコード
が現セクタのFirstByte からパックされ、ファジィ・パ
ッキングの目的上、現ＣＫＤレコードに対するそれ以上
の処理は要求されず、次のＣＫＤレコードがアクセスさ
れる（再度ステップ２０で開始される）。OvrFlwが正の
場合、または０より大きい場合、処理はステップ３２に
移行する。
【００２９】ステップ３２は、現セクタの最初の使用可
能バイトから書込まれる場合に、現ＣＫＤレコードが跨
るセクタ数（SectSpan）を決定する。SectSpanは次のよ
うに決定される。
能バイトから書込まれる場合に、現ＣＫＤレコードが跨
るセクタ数（SectSpan）を決定する。SectSpanは次のよ
うに決定される。
【数３】 SectSpan = Integer（OvrFlw/SectSize）+ 1 （式３）
【００３０】SectSpanは、現セクタの残りの部分、及び
現ＣＫＤレコードを記憶するのに要求される最後のセク
タの残りの部分を１セクタとして含むセクタ数を返す。
例えば、５１２バイト・セクタ、OvrFlwが７００の場
合、現ＣＫＤレコードをパックして記憶するためには、
３セクタが要求される（現セクタの残りの部分（式３の
増分部分）、次のセクタの５１２バイト、及び最後のセ
クタの１８８バイト（次の整数に切り上げられる））。
現ＣＫＤレコードを記憶するのに要求される最後のセク
タの残りの部分を１セクタとして含むセクタ数を返す。
例えば、５１２バイト・セクタ、OvrFlwが７００の場
合、現ＣＫＤレコードをパックして記憶するためには、
３セクタが要求される（現セクタの残りの部分（式３の
増分部分）、次のセクタの５１２バイト、及び最後のセ
クタの１８８バイト（次の整数に切り上げられる））。
【００３１】ステップ３４はSectSpanをMinSectと比較
する。SectSpanがMinSectと等しいと、現ＣＫＤレコー
ドがFirstByte からパックすることにより効率的に記憶
され、ステップ３６で現ＣＫＤレコードをパックする。
SectSpanがMinSect よりも大きいと、現ＣＫＤレコード
をアンパック式にマップする方がより効率的であり、ス
テップ３８で、現セクタがパッドされ、現ＣＫＤレコー
ドが次のセクタの開始から書込まれる。
する。SectSpanがMinSectと等しいと、現ＣＫＤレコー
ドがFirstByte からパックすることにより効率的に記憶
され、ステップ３６で現ＣＫＤレコードをパックする。
SectSpanがMinSect よりも大きいと、現ＣＫＤレコード
をアンパック式にマップする方がより効率的であり、ス
テップ３８で、現セクタがパッドされ、現ＣＫＤレコー
ドが次のセクタの開始から書込まれる。
【００３２】次に示す例はファジィ・パッキング方法を
表す。ここで、SectSizeが１０２４バイト、FirstByte=
777と仮定する。 RecSizeが１００バイトの場合、 MinSect = Integer（100/1024）= 1 OvrFlw =（100 -（1024 - 777））= 負 結果：現ＣＫＤレコードを現セクタの残りの部分にパッ
クする。 RecSizeが５００バイトの場合、 MinSect = Integer（500/1024）= 1 SectSpan = Integer（（500 -（1024 - 777））/1024）
+1 = 2 結果：SectSpan > MinSectより、アンパック式にマップ
する。 RecSizeが１０００バイトの場合、 MinSect = Integer（1000/1024）= 1 SectSpan = Integer（（1000 -（1024 - 777））/102
4）+1 = 2 結果：SectSpan > MinSectより、アンパック式にマップ
する。 RecSizeが１１００バイトの場合、 MinSect = Integer（1100/1024）= 2 SectSpan = Integer（（1100 -（1024 - 777））/102
4）+1 = 2 結果：SectSpan = MinSectより、パックする。 RecSizeが２０００バイトの場合、 MinSect = Integer（2000/1024）= 2 SectSpan = Integer（（2000 -（1024 - 777））/102
4）+1 = 3 結果：SectSpan > MinSectより、アンパック式にマップ
する。
表す。ここで、SectSizeが１０２４バイト、FirstByte=
777と仮定する。 RecSizeが１００バイトの場合、 MinSect = Integer（100/1024）= 1 OvrFlw =（100 -（1024 - 777））= 負 結果：現ＣＫＤレコードを現セクタの残りの部分にパッ
クする。 RecSizeが５００バイトの場合、 MinSect = Integer（500/1024）= 1 SectSpan = Integer（（500 -（1024 - 777））/1024）
+1 = 2 結果：SectSpan > MinSectより、アンパック式にマップ
する。 RecSizeが１０００バイトの場合、 MinSect = Integer（1000/1024）= 1 SectSpan = Integer（（1000 -（1024 - 777））/102
4）+1 = 2 結果：SectSpan > MinSectより、アンパック式にマップ
する。 RecSizeが１１００バイトの場合、 MinSect = Integer（1100/1024）= 2 SectSpan = Integer（（1100 -（1024 - 777））/102
4）+1 = 2 結果：SectSpan = MinSectより、パックする。 RecSizeが２０００バイトの場合、 MinSect = Integer（2000/1024）= 2 SectSpan = Integer（（2000 -（1024 - 777））/102
4）+1 = 3 結果：SectSpan > MinSectより、アンパック式にマップ
する。
【００３３】図３を参照すると、本発明を実施する記憶
システムのブロック図が示される。ホスト・プロセッサ
または中央処理ユニット（ＣＰＵ）２００は、例えばＩ
ＢＭ多重仮想記憶（ＭＶＳ）オペレーティング・システ
ム上で動作するIBM System/360またはIBM System/370で
あり、既知の一般データ処理を提供する。ＣＰＵ２００
はチャネル２０２を介して、ホスト・コマンドまたはチ
ャネル・コマンド・ワード（ＣＣＷ）のチェーンを直接
アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）記憶制御装置２０４に解
釈のために送信する。複数のＤＡＳＤ２０９がＤＡＳＤ
記憶制御装置２０４によりＣＰＵ２００に接続され、レ
コード記憶に必要な大容量記憶空間を提供し、ＣＰＵ２
００によりアクセスされる。ＤＡＳＤ記憶制御装置２０
４は複数のＤＡＳＤ２０９とは別に示されているが、Ｄ
ＡＳＤ記憶制御装置２０４がＤＡＳＤ２０９の統合部分
に相当し、例えばＤＡＳＤドロワ（drawer）内に収納さ
れてもよい。更にＤＡＳＤ２０９は多くの異なる構成に
より配列され、そうした構成には、既知のＲＡＩＤ（re
dundant array of inexpensive devices）構成が含まれ
る。ＲＡＩＤの幾つかの異なる構成が、本発明の教示の
範囲内で使用される。
システムのブロック図が示される。ホスト・プロセッサ
または中央処理ユニット（ＣＰＵ）２００は、例えばＩ
ＢＭ多重仮想記憶（ＭＶＳ）オペレーティング・システ
ム上で動作するIBM System/360またはIBM System/370で
あり、既知の一般データ処理を提供する。ＣＰＵ２００
はチャネル２０２を介して、ホスト・コマンドまたはチ
ャネル・コマンド・ワード（ＣＣＷ）のチェーンを直接
アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）記憶制御装置２０４に解
釈のために送信する。複数のＤＡＳＤ２０９がＤＡＳＤ
記憶制御装置２０４によりＣＰＵ２００に接続され、レ
コード記憶に必要な大容量記憶空間を提供し、ＣＰＵ２
００によりアクセスされる。ＤＡＳＤ記憶制御装置２０
４は複数のＤＡＳＤ２０９とは別に示されているが、Ｄ
ＡＳＤ記憶制御装置２０４がＤＡＳＤ２０９の統合部分
に相当し、例えばＤＡＳＤドロワ（drawer）内に収納さ
れてもよい。更にＤＡＳＤ２０９は多くの異なる構成に
より配列され、そうした構成には、既知のＲＡＩＤ（re
dundant array of inexpensive devices）構成が含まれ
る。ＲＡＩＤの幾つかの異なる構成が、本発明の教示の
範囲内で使用される。
【００３４】ＣＰＵ２００は、アドレスされるＤＡＳＤ
装置に接続し、その装置内でチャネル・プログラムを開
始する入出力開始命令を発行することにより、ＤＡＳＤ
２０９との通信を確立する。その後、制御はチャネル２
０２上を送信されるＣＣＷの下で実行され、ＣＣＷは制
御装置２０３により解釈され、それによりＤＡＳＤ２０
９が制御装置２０３、ディレクトリ２１９、キャッシュ
２０５、アクセス回路２１８及び２２３及びアドレス及
び制御パス２１１及び２１５を介し、選択及びアクセス
される。ＤＡＳＤ２０９に記憶済みまたは記憶されるデ
ータは、制御装置２０３、キャッシュ２０５及びデータ
・パス２１７により、または制御装置２０３及びデータ
・パス２１２により、ＣＰＵ２００に或いはＣＰＵから
転送される。
装置に接続し、その装置内でチャネル・プログラムを開
始する入出力開始命令を発行することにより、ＤＡＳＤ
２０９との通信を確立する。その後、制御はチャネル２
０２上を送信されるＣＣＷの下で実行され、ＣＣＷは制
御装置２０３により解釈され、それによりＤＡＳＤ２０
９が制御装置２０３、ディレクトリ２１９、キャッシュ
２０５、アクセス回路２１８及び２２３及びアドレス及
び制御パス２１１及び２１５を介し、選択及びアクセス
される。ＤＡＳＤ２０９に記憶済みまたは記憶されるデ
ータは、制御装置２０３、キャッシュ２０５及びデータ
・パス２１７により、または制御装置２０３及びデータ
・パス２１２により、ＣＰＵ２００に或いはＣＰＵから
転送される。
【００３５】各チャネル・プログラムは、ＣＰＵ２００
の主メモリ（図示せず）内に存在するオペレーションの
順次リストを含む。ＣＣＷのＤＡＳＤ記憶制御装置２０
４への伝送及びそこでの実行は、ＣＰＵ２００とＤＡＳ
Ｄ記憶制御装置２０４との間の初期接続の後だけ発生す
る。チャネル・プログラム内の各オペレーションに対
し、アクティブ接続状態のＤＡＳＤ記憶制御装置２０４
またはＤＡＳＤ２０９装置レベルにおいて、１つ以上の
相手オペレーションが要求される。ＣＣＷシーケンスは
連続的である必要はなく、セグメント化されてもよい。
幾つかのＣＣＷ、例えばシーク・アンド・セット・セク
タ（SEEK and SET SECTOR ）は、ＤＡＳＤ記憶制御装置
２０４を動作する一方で、ＣＰＵ２００から電子的に切
断し、それによりＤＡＳＤアクセス機構がトラック上で
位置決めされ、ディスクが所望のセクタをアクセス機構
上で回転する。READ CCWはＤＡＳＤ記憶制御装置２０４
とＣＰＵ２００との間のデータ転送のために、パス接続
を要求する。
の主メモリ（図示せず）内に存在するオペレーションの
順次リストを含む。ＣＣＷのＤＡＳＤ記憶制御装置２０
４への伝送及びそこでの実行は、ＣＰＵ２００とＤＡＳ
Ｄ記憶制御装置２０４との間の初期接続の後だけ発生す
る。チャネル・プログラム内の各オペレーションに対
し、アクティブ接続状態のＤＡＳＤ記憶制御装置２０４
またはＤＡＳＤ２０９装置レベルにおいて、１つ以上の
相手オペレーションが要求される。ＣＣＷシーケンスは
連続的である必要はなく、セグメント化されてもよい。
幾つかのＣＣＷ、例えばシーク・アンド・セット・セク
タ（SEEK and SET SECTOR ）は、ＤＡＳＤ記憶制御装置
２０４を動作する一方で、ＣＰＵ２００から電子的に切
断し、それによりＤＡＳＤアクセス機構がトラック上で
位置決めされ、ディスクが所望のセクタをアクセス機構
上で回転する。READ CCWはＤＡＳＤ記憶制御装置２０４
とＣＰＵ２００との間のデータ転送のために、パス接続
を要求する。
【００３６】制御装置２０３は多くのデータ処理または
レコード処理機能を実行し、例えば、データがチャネル
を介してＣＰＵ２００からバイト形式で読出され、制御
装置２０３が次にそのデータをＤＡＳＤ２０９への伝送
のために、ビット・ストリームに直列化する。その逆の
経路も可能である。ＣＫＤレコードが制御装置２０３に
より受信されると、そのＣＫＤレコードが制御装置２０
３内で解析されて、ＣＫＤレコードがＤＡＳＤ２０９に
マップされる。別の態様では、ＣＫＤレコードのファジ
ィ・パッキングを指示する命令を含むマイクロコード
が、初期にはＤＡＳＤ２０９に記憶されており、初期マ
イクロコード・ロード（ＩＭＬ）時に、制御装置２０３
内に配置される制御記憶２０６内にロードされる。代わ
りに、ファジィ・マッピング・マイクロコードが、制御
装置２０３内に存在する別のソースからロードされた
り、ファームウェアの形式を取ることも可能である。
レコード処理機能を実行し、例えば、データがチャネル
を介してＣＰＵ２００からバイト形式で読出され、制御
装置２０３が次にそのデータをＤＡＳＤ２０９への伝送
のために、ビット・ストリームに直列化する。その逆の
経路も可能である。ＣＫＤレコードが制御装置２０３に
より受信されると、そのＣＫＤレコードが制御装置２０
３内で解析されて、ＣＫＤレコードがＤＡＳＤ２０９に
マップされる。別の態様では、ＣＫＤレコードのファジ
ィ・パッキングを指示する命令を含むマイクロコード
が、初期にはＤＡＳＤ２０９に記憶されており、初期マ
イクロコード・ロード（ＩＭＬ）時に、制御装置２０３
内に配置される制御記憶２０６内にロードされる。代わ
りに、ファジィ・マッピング・マイクロコードが、制御
装置２０３内に存在する別のソースからロードされた
り、ファームウェアの形式を取ることも可能である。
【００３７】本発明によれば、制御装置２０３内にロー
ドされたマイクロコードは、制御装置２０３において受
信されるＣＫＤレコードをＤＡＳＤ２０９上に記憶する
ために、マップに必要な指示を提供する。制御装置２０
３はＣＫＤレコードのRecSizeを判断し、FirstByte及び
SectSizeをＤＡＳＤ２０９（またはディレクトリ２１
９）から獲得する。マップ化ＣＫＤレコードがデータ・
バス２１２を介して、直接、ＤＡＳＤ２０９へまたはＤ
ＡＳＤから転送されるか、キャッシュ２０５（または不
揮発メモリ）などの電子メモリを介して転送される。
ドされたマイクロコードは、制御装置２０３において受
信されるＣＫＤレコードをＤＡＳＤ２０９上に記憶する
ために、マップに必要な指示を提供する。制御装置２０
３はＣＫＤレコードのRecSizeを判断し、FirstByte及び
SectSizeをＤＡＳＤ２０９（またはディレクトリ２１
９）から獲得する。マップ化ＣＫＤレコードがデータ・
バス２１２を介して、直接、ＤＡＳＤ２０９へまたはＤ
ＡＳＤから転送されるか、キャッシュ２０５（または不
揮発メモリ）などの電子メモリを介して転送される。
【００３８】ＣＫＤレコードのマッピングは、RecSiz
e、FirstByte、SectSize及びMinSectの関係による一般
的なマッピング形式に従うが、幾つかの点で変更可能で
ある。例えば、RecSize を決定するために完全なＣＫＤ
レコードが考慮され、次に、ＤＡＳＤ２０９に連続的に
書込まれる。或いはＣＫＤレコードのカウント位置及び
キー位置がデータ部分とは別に考慮され、データ位置と
は異なるＤＡＳＤ２０９内の別の位置に書込まれること
も可能である。こうしたカウント・フィールド及びキー
・フィールドは、データの高速アクセスのために電子メ
モリに書込まれてもよい。
e、FirstByte、SectSize及びMinSectの関係による一般
的なマッピング形式に従うが、幾つかの点で変更可能で
ある。例えば、RecSize を決定するために完全なＣＫＤ
レコードが考慮され、次に、ＤＡＳＤ２０９に連続的に
書込まれる。或いはＣＫＤレコードのカウント位置及び
キー位置がデータ部分とは別に考慮され、データ位置と
は異なるＤＡＳＤ２０９内の別の位置に書込まれること
も可能である。こうしたカウント・フィールド及びキー
・フィールドは、データの高速アクセスのために電子メ
モリに書込まれてもよい。
【００３９】また実行ステップの順序は、レコード・サ
イズのセクタ・サイズに対する関係により変化する。例
えば、レコードがセクタ・サイズに比較して小さいこと
が知られている場合、多くのレコードがパックされるた
め、オーバフロー決定の実行がMinSect の決定以前に実
行される。代わりにレコード・マッピングの計算の順序
が、最近のパック対アンパックの比率を統計的に追跡す
ることにより、連続的に調整されてもよい。
イズのセクタ・サイズに対する関係により変化する。例
えば、レコードがセクタ・サイズに比較して小さいこと
が知られている場合、多くのレコードがパックされるた
め、オーバフロー決定の実行がMinSect の決定以前に実
行される。代わりにレコード・マッピングの計算の順序
が、最近のパック対アンパックの比率を統計的に追跡す
ることにより、連続的に調整されてもよい。
【００４０】要するに、記憶システムがチャネルにより
ホスト・プロセッサに接続され、記憶システムがホスト
・プロセッサからコマンド及びＣＫＤレコードを受信
し、ＣＫＤレコードを固定ブロック・アーキテクチャ
（ＦＢＡ）形式によりマップする。その際、現ＣＫＤレ
コードがアクセスされ、それをパック化レコードまたは
アンパック化レコードとしてマップするかが決定され
る。記憶システムはレコードをシリンダ状にアドレス可
能なロケーションに記憶するように、論理的にセクタに
分割される直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）を含む。
制御装置はＣＫＤレコードを受信し、ホスト・コマンド
に応答してＣＫＤレコードをステージする。キャッシュ
・メモリがＤＡＳＤと制御装置との間に接続され、それ
らの間でレコードを転送する。制御記憶が初期マイクロ
コード・ロード（ＩＭＬ）時に、ＣＫＤレコード・マッ
ピング・マイクロコード命令を受信し、マイクロコード
命令は制御装置に、ａ）現ＣＫＤレコードをＤＡＳＤに
マップするための次に使用可能な開始ロケーションを決
定し、ｂ）現ＣＫＤレコードのレコード・サイズを決定
し、ｃ）現ＣＫＤレコードをパックするために必要な最
小セクタ数を決定し、ｄ）現ＣＫＤレコードがアンパッ
ク式にマップされる場合に跨るセクタ数を決定し、そし
て、ｅ）現ＣＫＤレコードをパックする方が、現ＣＫＤ
レコードをアンパックするよりも少ないセクタ数に跨る
ならば、現ＣＫＤレコードをパックしてマップし、それ
以外では、現セクタの残りの領域をパッドし、現ＣＫＤ
レコードをアンパックによりマップするように指示す
る。
ホスト・プロセッサに接続され、記憶システムがホスト
・プロセッサからコマンド及びＣＫＤレコードを受信
し、ＣＫＤレコードを固定ブロック・アーキテクチャ
（ＦＢＡ）形式によりマップする。その際、現ＣＫＤレ
コードがアクセスされ、それをパック化レコードまたは
アンパック化レコードとしてマップするかが決定され
る。記憶システムはレコードをシリンダ状にアドレス可
能なロケーションに記憶するように、論理的にセクタに
分割される直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）を含む。
制御装置はＣＫＤレコードを受信し、ホスト・コマンド
に応答してＣＫＤレコードをステージする。キャッシュ
・メモリがＤＡＳＤと制御装置との間に接続され、それ
らの間でレコードを転送する。制御記憶が初期マイクロ
コード・ロード（ＩＭＬ）時に、ＣＫＤレコード・マッ
ピング・マイクロコード命令を受信し、マイクロコード
命令は制御装置に、ａ）現ＣＫＤレコードをＤＡＳＤに
マップするための次に使用可能な開始ロケーションを決
定し、ｂ）現ＣＫＤレコードのレコード・サイズを決定
し、ｃ）現ＣＫＤレコードをパックするために必要な最
小セクタ数を決定し、ｄ）現ＣＫＤレコードがアンパッ
ク式にマップされる場合に跨るセクタ数を決定し、そし
て、ｅ）現ＣＫＤレコードをパックする方が、現ＣＫＤ
レコードをアンパックするよりも少ないセクタ数に跨る
ならば、現ＣＫＤレコードをパックしてマップし、それ
以外では、現セクタの残りの領域をパッドし、現ＣＫＤ
レコードをアンパックによりマップするように指示す
る。
【００４１】本発明は好適な実施例に関連して述べられ
てきたが、当業者には、本発明の精神及び範囲を逸脱す
ることなく、その形態及び詳細に関する様々な変更が可
能であることが理解されよう。ＣＫＤレコードのＦＢＡ
装置へのファジィ・マッピングの一例だけについて説明
されたが、本発明の範囲内において変更が可能である。
本発明の範囲内において、特定のＣＰＵまたは制御装置
が選択され、使用される。同様に、ＣＫＤレコードの特
定の形式またはＦＢＡ装置についても変更可能である。
例えば、１セクタ当たりのバイト数が本発明の教示内に
おいて変更される。
てきたが、当業者には、本発明の精神及び範囲を逸脱す
ることなく、その形態及び詳細に関する様々な変更が可
能であることが理解されよう。ＣＫＤレコードのＦＢＡ
装置へのファジィ・マッピングの一例だけについて説明
されたが、本発明の範囲内において変更が可能である。
本発明の範囲内において、特定のＣＰＵまたは制御装置
が選択され、使用される。同様に、ＣＫＤレコードの特
定の形式またはＦＢＡ装置についても変更可能である。
例えば、１セクタ当たりのバイト数が本発明の教示内に
おいて変更される。
【００４２】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
の事項を開示する。
【００４３】（１）幾つかのカウント・キー・データ
（ＣＫＤ）・レコードをパックし、他のカウント・キー
・データ・レコードをアンパックする、カウント・キー
・データ・レコードを固定ブロック・アーキテクチャ
（ＦＢＡ）記憶装置にマップするファジィ・パッキング
方法であって、 ａ）現カウント・キー・データ・レコードが完全に現セ
クタの残りの使用可能領域内に適合する場合、現カウン
ト・キー・データ・レコードを現セクタ内で使用可能な
第１バイトからパックするステップと、 ｂ）現カウント・キー・データ・レコードが現セクタ内
で使用可能な第１バイトから書込まれると、現カウント
・キー・データ・レコードのサイズが所定セクタ数に跨
る場合、現カウント・キー・データ・レコードを現セク
タ内で使用可能な第１バイトからパックし、現カウント
・キー・データ・レコードを１個以上の追加のセクタに
跨らせるステップと、 ｃ）現カウント・キー・データ・レコードが所定セクタ
数より多くに跨る場合、現カウント・キー・データ・レ
コードをセクタ境界から書込むステップと、を含むファ
ジィ・パッキング方法。 （２）カウント・キー・データ・レコードがセクタ境界
の開始から書込まれる場合、前記ステップｃ）が現セク
タ内の使用可能領域をパッドする、前記（１）記載のフ
ァジィ・パッキング方法。 （３）前記所定セクタ数がカウント・キー・データ・レ
コード・サイズをセクタ・サイズにより除算した整数値
により決定される、前記（１）記載のファジィ・パッキ
ング方法。 （４）カウント・キー・データ・レコードのカウント、
キー及びデータ部分が連続的に固定ブロック・アーキテ
クチャ記憶装置に書込まれる、前記（１）記載のファジ
ィ・パッキング方法。 （５）カウント・キー・データ・レコードのサイズがカ
ウント・キー・データ・レコードのデータ部分により決
定される、前記（３）記載のファジィ・パッキング方
法。 （６）カウント・キー・データ・レコードのカウント及
びキー部分が固定ブロック・アーキテクチャ記憶装置に
データ部分に対して不連続に書込まれる、前記（５）記
載のファジィ・パッキング方法。 （７）カウント・キー・データ・レコードを各々が所定
バイト（SectSize）を記憶可能な所定数のセクタを有す
る固定ブロック・アーキテクチャ直接アクセス記憶装置
にマップする方法であって、 ａ）前記直接アクセス記憶装置に書込まれる現カウント
・キー・データ・レコードのレコード・サイズ（RecSiz
e）を決定するステップと、 ｂ）現セクタにデータを書込むための次に使用可能な開
始ロケーション（FirstByte）を決定するステップと、 ｃ）現カウント・キー・データ・レコードを書込むため
に要する最小セクタ数（MinSect）を決定するステップ
と、 ｄ）現カウント・キー・データ・レコードが前記FirstB
yte 位置から書込まれる場合に、現カウント・キー・デ
ータ・レコードが跨るセクタ数（SectSpan）を決定する
ステップと、 ｅ）前記SectSpanが前記MinSect に等しいと、現カウン
ト・キー・データ・レコードを前記FirstByte から書込
み、それ以外では、現レコードを次の使用可能セクタか
ら書込むステップと、を含む方法。 （８）前記SectSizeから前記FirstByteを減算すること
により、現セクタのパッド・サイズを決定するステップ
ｆ）を含む、前記（７）記載の方法。 （９）現カウント・キー・データ・レコードが次の使用
可能セクタから書込まれる場合に現セクタをパッドす
る、前記（８）記載の方法。 （１０）前記RecSize が前記パッド・サイズ以下の場
合、現カウント・キー・データ・レコードを現セクタに
書込み、前記ステップｄ）及び前記ステップｅ）を実行
しない、前記（９）記載の方法。 （１１）前記MinSectを決定する前記ステップｃ）が、
前記RecSizeを前記SectSizeにより除算し、次の整数値
に切り上げることにより実行される、前記（９）記載の
方法。 （１２）前記SectSpanを決定する前記ステップｄ）が、
前記RecSize から前記パッド・サイズを減算し、結果を
前記SectSizeにより除算し、増分することにより実行さ
れる、前記（１１）記載の方法。 （１３）カウント・キー・データ・レコードのカウン
ト、キー及びデータ部分が連続的に書込まれる、前記
（１２）記載の方法。 （１４）プロセッサからホスト・コマンドを受信し、カ
ウント・キー・データ（ＣＫＤ）・レコードを固定ブロ
ック・アーキテクチャ（ＦＢＡ）形式にファジィ・パッ
クするデータ記憶システムであって、論理的にセクタに
分割され、レコードをシリンダ状にアドレス可能なロケ
ーションに記憶する直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）
と、カウント・キー・データ・レコードを受信し、ホス
ト・コマンドに応答してカウント・キー・データ・レコ
ードをマップする制御装置と、現カウント・キー・デー
タ・レコードをアンパック形式で記憶する場合と同じセ
クタ数により、現カウント・キー・データ・レコードを
現在使用可能なアドレス可能ロケーションから記憶可能
ならば、現カウント・キー・データ・レコードを前記直
接アクセス記憶装置にパック形式でマップするように前
記制御装置に指示し、それ以外では、現カウント・キー
・データ・レコードをアンパック形式により次の使用可
能セクタからマップするように指示する命令を記憶する
制御記憶と、を含むデータ記憶システム。 （１５）前記命令が前記直接アクセス記憶装置に記憶さ
れる、前記（１４）記載のデータ記憶システム。 （１６）命令が命令マイクロコード・ロード（ＩＭＬ）
時に前記制御記憶にロードされる、前記（１５）記載の
データ記憶システム。 （１７）前記制御装置と前記直接アクセス記憶装置との
間に接続されるキャッシュ・メモリを含む、前記（１
４）記載のデータ記憶システム。 （１８）前記直接アクセス記憶装置が複数のディスク・
ドライブを含む、前記（１４）記載のデータ記憶システ
ム。 （１９）前記複数のディスク・ドライブがＲＡＩＤ（Re
dundant Array ofInexpensive Devices ）構成に接続さ
れる、前記（１８）記載のデータ記憶システム。 （２０）チャネルによりホスト・プロセッサに接続さ
れ、前記ホスト・プロセッサからホスト・コマンド及び
カウント・キー・データ（ＣＫＤ）・レコードを受信
し、該カウント・キー・データ・レコードを固定ブロッ
ク・アーキテクチャ（ＦＢＡ）形式でマップする記憶シ
ステムであって、現カウント・キー・データ・レコード
をパック化またはアンパック化レコードとしてマップす
るかを決定するために、現カウント・キー・データ・レ
コードを評価するものにおいて、論理的にセクタに分割
され、レコードをシリンダ状にアドレス可能なロケーシ
ョンに記憶する直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）と、
カウント・キー・データ・レコードを受信し、ホスト・
コマンドに応答してカウント・キー・データ・レコード
をステージする制御装置と、前記直接アクセス記憶装置
と前記制御装置との間に接続され、レコードをステージ
するキャッシュ・メモリと、カウント・キー・データ・
レコード・マッピング・マイクロコード命令を記憶する
制御記憶であって、 ａ）現カウント・キー・データ・レコードを前記直接ア
クセス記憶装置にマップするための次に使用可能な開始
ロケーションを決定し、 ｂ）現カウント・キー・データ・レコードのレコード・
サイズを決定し、 ｃ）現カウント・キー・データ・レコードをパックする
ために必要な最小セクタ数を決定し、 ｄ）現カウント・キー・データ・レコードがアンパック
式にマップされる場合に跨るセクタ数を決定し、 ｅ）現カウント・キー・データ・レコードをパックする
方が、現カウント・キー・データ・レコードをアンパッ
クするよりも少ないセクタ数に跨るならば、現カウント
・キー・データ・レコードをパックしてマップし、それ
以外では、現セクタの残りの領域をパッドし、現カウン
ト・キー・データ・レコードをアンパックしてマップす
る、前記制御記憶と、を含む、データ記憶システム。
（ＣＫＤ）・レコードをパックし、他のカウント・キー
・データ・レコードをアンパックする、カウント・キー
・データ・レコードを固定ブロック・アーキテクチャ
（ＦＢＡ）記憶装置にマップするファジィ・パッキング
方法であって、 ａ）現カウント・キー・データ・レコードが完全に現セ
クタの残りの使用可能領域内に適合する場合、現カウン
ト・キー・データ・レコードを現セクタ内で使用可能な
第１バイトからパックするステップと、 ｂ）現カウント・キー・データ・レコードが現セクタ内
で使用可能な第１バイトから書込まれると、現カウント
・キー・データ・レコードのサイズが所定セクタ数に跨
る場合、現カウント・キー・データ・レコードを現セク
タ内で使用可能な第１バイトからパックし、現カウント
・キー・データ・レコードを１個以上の追加のセクタに
跨らせるステップと、 ｃ）現カウント・キー・データ・レコードが所定セクタ
数より多くに跨る場合、現カウント・キー・データ・レ
コードをセクタ境界から書込むステップと、を含むファ
ジィ・パッキング方法。 （２）カウント・キー・データ・レコードがセクタ境界
の開始から書込まれる場合、前記ステップｃ）が現セク
タ内の使用可能領域をパッドする、前記（１）記載のフ
ァジィ・パッキング方法。 （３）前記所定セクタ数がカウント・キー・データ・レ
コード・サイズをセクタ・サイズにより除算した整数値
により決定される、前記（１）記載のファジィ・パッキ
ング方法。 （４）カウント・キー・データ・レコードのカウント、
キー及びデータ部分が連続的に固定ブロック・アーキテ
クチャ記憶装置に書込まれる、前記（１）記載のファジ
ィ・パッキング方法。 （５）カウント・キー・データ・レコードのサイズがカ
ウント・キー・データ・レコードのデータ部分により決
定される、前記（３）記載のファジィ・パッキング方
法。 （６）カウント・キー・データ・レコードのカウント及
びキー部分が固定ブロック・アーキテクチャ記憶装置に
データ部分に対して不連続に書込まれる、前記（５）記
載のファジィ・パッキング方法。 （７）カウント・キー・データ・レコードを各々が所定
バイト（SectSize）を記憶可能な所定数のセクタを有す
る固定ブロック・アーキテクチャ直接アクセス記憶装置
にマップする方法であって、 ａ）前記直接アクセス記憶装置に書込まれる現カウント
・キー・データ・レコードのレコード・サイズ（RecSiz
e）を決定するステップと、 ｂ）現セクタにデータを書込むための次に使用可能な開
始ロケーション（FirstByte）を決定するステップと、 ｃ）現カウント・キー・データ・レコードを書込むため
に要する最小セクタ数（MinSect）を決定するステップ
と、 ｄ）現カウント・キー・データ・レコードが前記FirstB
yte 位置から書込まれる場合に、現カウント・キー・デ
ータ・レコードが跨るセクタ数（SectSpan）を決定する
ステップと、 ｅ）前記SectSpanが前記MinSect に等しいと、現カウン
ト・キー・データ・レコードを前記FirstByte から書込
み、それ以外では、現レコードを次の使用可能セクタか
ら書込むステップと、を含む方法。 （８）前記SectSizeから前記FirstByteを減算すること
により、現セクタのパッド・サイズを決定するステップ
ｆ）を含む、前記（７）記載の方法。 （９）現カウント・キー・データ・レコードが次の使用
可能セクタから書込まれる場合に現セクタをパッドす
る、前記（８）記載の方法。 （１０）前記RecSize が前記パッド・サイズ以下の場
合、現カウント・キー・データ・レコードを現セクタに
書込み、前記ステップｄ）及び前記ステップｅ）を実行
しない、前記（９）記載の方法。 （１１）前記MinSectを決定する前記ステップｃ）が、
前記RecSizeを前記SectSizeにより除算し、次の整数値
に切り上げることにより実行される、前記（９）記載の
方法。 （１２）前記SectSpanを決定する前記ステップｄ）が、
前記RecSize から前記パッド・サイズを減算し、結果を
前記SectSizeにより除算し、増分することにより実行さ
れる、前記（１１）記載の方法。 （１３）カウント・キー・データ・レコードのカウン
ト、キー及びデータ部分が連続的に書込まれる、前記
（１２）記載の方法。 （１４）プロセッサからホスト・コマンドを受信し、カ
ウント・キー・データ（ＣＫＤ）・レコードを固定ブロ
ック・アーキテクチャ（ＦＢＡ）形式にファジィ・パッ
クするデータ記憶システムであって、論理的にセクタに
分割され、レコードをシリンダ状にアドレス可能なロケ
ーションに記憶する直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）
と、カウント・キー・データ・レコードを受信し、ホス
ト・コマンドに応答してカウント・キー・データ・レコ
ードをマップする制御装置と、現カウント・キー・デー
タ・レコードをアンパック形式で記憶する場合と同じセ
クタ数により、現カウント・キー・データ・レコードを
現在使用可能なアドレス可能ロケーションから記憶可能
ならば、現カウント・キー・データ・レコードを前記直
接アクセス記憶装置にパック形式でマップするように前
記制御装置に指示し、それ以外では、現カウント・キー
・データ・レコードをアンパック形式により次の使用可
能セクタからマップするように指示する命令を記憶する
制御記憶と、を含むデータ記憶システム。 （１５）前記命令が前記直接アクセス記憶装置に記憶さ
れる、前記（１４）記載のデータ記憶システム。 （１６）命令が命令マイクロコード・ロード（ＩＭＬ）
時に前記制御記憶にロードされる、前記（１５）記載の
データ記憶システム。 （１７）前記制御装置と前記直接アクセス記憶装置との
間に接続されるキャッシュ・メモリを含む、前記（１
４）記載のデータ記憶システム。 （１８）前記直接アクセス記憶装置が複数のディスク・
ドライブを含む、前記（１４）記載のデータ記憶システ
ム。 （１９）前記複数のディスク・ドライブがＲＡＩＤ（Re
dundant Array ofInexpensive Devices ）構成に接続さ
れる、前記（１８）記載のデータ記憶システム。 （２０）チャネルによりホスト・プロセッサに接続さ
れ、前記ホスト・プロセッサからホスト・コマンド及び
カウント・キー・データ（ＣＫＤ）・レコードを受信
し、該カウント・キー・データ・レコードを固定ブロッ
ク・アーキテクチャ（ＦＢＡ）形式でマップする記憶シ
ステムであって、現カウント・キー・データ・レコード
をパック化またはアンパック化レコードとしてマップす
るかを決定するために、現カウント・キー・データ・レ
コードを評価するものにおいて、論理的にセクタに分割
され、レコードをシリンダ状にアドレス可能なロケーシ
ョンに記憶する直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）と、
カウント・キー・データ・レコードを受信し、ホスト・
コマンドに応答してカウント・キー・データ・レコード
をステージする制御装置と、前記直接アクセス記憶装置
と前記制御装置との間に接続され、レコードをステージ
するキャッシュ・メモリと、カウント・キー・データ・
レコード・マッピング・マイクロコード命令を記憶する
制御記憶であって、 ａ）現カウント・キー・データ・レコードを前記直接ア
クセス記憶装置にマップするための次に使用可能な開始
ロケーションを決定し、 ｂ）現カウント・キー・データ・レコードのレコード・
サイズを決定し、 ｃ）現カウント・キー・データ・レコードをパックする
ために必要な最小セクタ数を決定し、 ｄ）現カウント・キー・データ・レコードがアンパック
式にマップされる場合に跨るセクタ数を決定し、 ｅ）現カウント・キー・データ・レコードをパックする
方が、現カウント・キー・データ・レコードをアンパッ
クするよりも少ないセクタ数に跨るならば、現カウント
・キー・データ・レコードをパックしてマップし、それ
以外では、現セクタの残りの領域をパッドし、現カウン
ト・キー・データ・レコードをアンパックしてマップす
る、前記制御記憶と、を含む、データ記憶システム。
【００４４】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
カウント・キー・データ（ＣＫＤ）・レコードを固定ブ
ロック・アーキテクチャ（ＦＢＡ）記憶装置にマップす
る改良された装置及び方法を提供することができる。
カウント・キー・データ（ＣＫＤ）・レコードを固定ブ
ロック・アーキテクチャ（ＦＢＡ）記憶装置にマップす
る改良された装置及び方法を提供することができる。
【図１】本発明の好適な実施例による、ＦＢＡ装置上の
完全パック、完全アンパック、そしてファジィ・パック
化ＣＫＤレコードを比較するマッピング図である。
完全パック、完全アンパック、そしてファジィ・パック
化ＣＫＤレコードを比較するマッピング図である。
【図２】本発明の好適な実施例による、ＣＫＤレコード
のＦＢＡ装置へのファジィ・パッキング方法を表す流れ
図である。
のＦＢＡ装置へのファジィ・パッキング方法を表す流れ
図である。
【図３】本発明の好適な実施例による、ＣＫＤレコード
をＦＢＡ装置へファジィ・パックする記憶システムのブ
ロック図である。
をＦＢＡ装置へファジィ・パックする記憶システムのブ
ロック図である。
２００ 中央処理ユニット ２０２ チャネル ２０３ 制御装置 ２０４ 直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）記憶制御装
置 ２０５ キャッシュ ２０６ 制御記憶 ２１１、２１５ アドレス及び制御パス ２１７、２１２ データ・パス ２１８、２２３ アクセス回路 ２１９ ディレクトリ
置 ２０５ キャッシュ ２０６ 制御記憶 ２１１、２１５ アドレス及び制御パス ２１７、２１２ データ・パス ２１８、２２３ アクセス回路 ２１９ ディレクトリ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ロバート・ルイス・モルトン アメリカ合衆国85715、アリゾナ州ツー ソン、イースト・カントリー・クラブ・ ビスタ・ドライブ 6039
Claims (20)
- 【請求項１】幾つかのカウント・キー・データ（ＣＫ
Ｄ）・レコードをパックし、他のカウント・キー・デー
タ・レコードをアンパックする、カウント・キー・デー
タ・レコードを固定ブロック・アーキテクチャ（ＦＢ
Ａ）記憶装置にマップするファジィ・パッキング方法で
あって、 ａ）現カウント・キー・データ・レコードが完全に現セ
クタの残りの使用可能領域内に適合する場合、現カウン
ト・キー・データ・レコードを現セクタ内で使用可能な
第１バイトからパックするステップと、 ｂ）現カウント・キー・データ・レコードが現セクタ内
で使用可能な第１バイトから書込まれると、現カウント
・キー・データ・レコードのサイズが所定セクタ数に跨
る場合、現カウント・キー・データ・レコードを現セク
タ内で使用可能な第１バイトからパックし、現カウント
・キー・データ・レコードを１個以上の追加のセクタに
跨らせるステップと、 ｃ）現カウント・キー・データ・レコードが所定セクタ
数より多くに跨る場合、現カウント・キー・データ・レ
コードをセクタ境界から書込むステップと、 を含むファジィ・パッキング方法。 - 【請求項２】カウント・キー・データ・レコードがセク
タ境界の開始から書込まれる場合、前記ステップｃ）が
現セクタ内の使用可能領域をパッドする、請求項１記載
のファジィ・パッキング方法。 - 【請求項３】前記所定セクタ数がカウント・キー・デー
タ・レコード・サイズをセクタ・サイズにより除算した
整数値により決定される、請求項１記載のファジィ・パ
ッキング方法。 - 【請求項４】カウント・キー・データ・レコードのカウ
ント、キー及びデータ部分が連続的に固定ブロック・ア
ーキテクチャ記憶装置に書込まれる、請求項１記載のフ
ァジィ・パッキング方法。 - 【請求項５】カウント・キー・データ・レコードのサイ
ズがカウント・キー・データ・レコードのデータ部分に
より決定される、請求項３記載のファジィ・パッキング
方法。 - 【請求項６】カウント・キー・データ・レコードのカウ
ント及びキー部分が固定ブロック・アーキテクチャ記憶
装置にデータ部分に対して不連続に書込まれる、請求項
５記載のファジィ・パッキング方法。 - 【請求項７】カウント・キー・データ・レコードを各々
が所定バイト（SectSize）を記憶可能な所定数のセクタ
を有する固定ブロック・アーキテクチャ直接アクセス記
憶装置にマップする方法であって、 ａ）前記直接アクセス記憶装置に書込まれる現カウント
・キー・データ・レコードのレコード・サイズ（RecSiz
e）を決定するステップと、 ｂ）現セクタにデータを書込むための次に使用可能な開
始ロケーション（FirstByte）を決定するステップと、 ｃ）現カウント・キー・データ・レコードを書込むため
に要する最小セクタ数（MinSect）を決定するステップ
と、 ｄ）現カウント・キー・データ・レコードが前記FirstB
yte 位置から書込まれる場合に、現カウント・キー・デ
ータ・レコードが跨るセクタ数（SectSpan）を決定する
ステップと、 ｅ）前記SectSpanが前記MinSect に等しいと、現カウン
ト・キー・データ・レコードを前記FirstByte から書込
み、それ以外では、現レコードを次の使用可能セクタか
ら書込むステップと、 を含む方法。 - 【請求項８】前記SectSizeから前記FirstByteを減算す
ることにより、現セクタのパッド・サイズを決定するス
テップｆ）を含む、請求項７記載の方法。 - 【請求項９】現カウント・キー・データ・レコードが次
の使用可能セクタから書込まれる場合に現セクタをパッ
ドする、請求項８記載の方法。 - 【請求項１０】前記RecSize が前記パッド・サイズ以下
の場合、現カウント・キー・データ・レコードを現セク
タに書込み、前記ステップｄ）及び前記ステップｅ）を
実行しない、請求項９記載の方法。 - 【請求項１１】前記MinSectを決定する前記ステップ
ｃ）が、前記RecSizeを前記SectSizeにより除算し、次
の整数値に切り上げることにより実行される、請求項９
記載の方法。 - 【請求項１２】前記SectSpanを決定する前記ステップ
ｄ）が、前記RecSize から前記パッド・サイズを減算
し、結果を前記SectSizeにより除算し、増分することに
より実行される、請求項１１記載の方法。 - 【請求項１３】カウント・キー・データ・レコードのカ
ウント、キー及びデータ部分が連続的に書込まれる、請
求項１２記載の方法。 - 【請求項１４】プロセッサからホスト・コマンドを受信
し、カウント・キー・データ（ＣＫＤ）・レコードを固
定ブロック・アーキテクチャ（ＦＢＡ）形式にファジィ
・パックするデータ記憶システムであって、 論理的にセクタに分割され、レコードをシリンダ状にア
ドレス可能なロケーションに記憶する直接アクセス記憶
装置（ＤＡＳＤ）と、 カウント・キー・データ・レコードを受信し、ホスト・
コマンドに応答してカウント・キー・データ・レコード
をマップする制御装置と、 現カウント・キー・データ・レコードをアンパック形式
で記憶する場合と同じセクタ数により、現カウント・キ
ー・データ・レコードを現在使用可能なアドレス可能ロ
ケーションから記憶可能ならば、現カウント・キー・デ
ータ・レコードを前記直接アクセス記憶装置にパック形
式でマップするように前記制御装置に指示し、それ以外
では、現カウント・キー・データ・レコードをアンパッ
ク形式により次の使用可能セクタからマップするように
指示する命令を記憶する制御記憶と、 を含むデータ記憶システム。 - 【請求項１５】前記命令が前記直接アクセス記憶装置に
記憶される、請求項１４記載のデータ記憶システム。 - 【請求項１６】命令が命令マイクロコード・ロード（Ｉ
ＭＬ）時に前記制御記憶にロードされる、請求項１５記
載のデータ記憶システム。 - 【請求項１７】前記制御装置と前記直接アクセス記憶装
置との間に接続されるキャッシュ・メモリを含む、請求
項１４記載のデータ記憶システム。 - 【請求項１８】前記直接アクセス記憶装置が複数のディ
スク・ドライブを含む、請求項１４記載のデータ記憶シ
ステム。 - 【請求項１９】前記複数のディスク・ドライブがＲＡＩ
Ｄ（Redundant Array of InexpensiveDevices）構成に
接続される、請求項１８記載のデータ記憶システム。 - 【請求項２０】チャネルによりホスト・プロセッサに接
続され、前記ホスト・プロセッサからホスト・コマンド
及びカウント・キー・データ（ＣＫＤ）・レコードを受
信し、該カウント・キー・データ・レコードを固定ブロ
ック・アーキテクチャ（ＦＢＡ）形式でマップする記憶
システムであって、現カウント・キー・データ・レコー
ドをパック化またはアンパック化レコードとしてマップ
するかを決定するために、現カウント・キー・データ・
レコードを評価するものにおいて、 論理的にセクタに分割され、レコードをシリンダ状にア
ドレス可能なロケーションに記憶する直接アクセス記憶
装置（ＤＡＳＤ）と、 カウント・キー・データ・レコードを受信し、ホスト・
コマンドに応答してカウント・キー・データ・レコード
をステージする制御装置と、 前記直接アクセス記憶装置と前記制御装置との間に接続
され、レコードをステージするキャッシュ・メモリと、 カウント・キー・データ・レコード・マッピング・マイ
クロコード命令を記憶する制御記憶であって、 ａ）現カウント・キー・データ・レコードを前記直接ア
クセス記憶装置にマップするための次に使用可能な開始
ロケーションを決定し、 ｂ）現カウント・キー・データ・レコードのレコード・
サイズを決定し、 ｃ）現カウント・キー・データ・レコードをパックする
ために必要な最小セクタ数を決定し、 ｄ）現カウント・キー・データ・レコードがアンパック
式にマップされる場合に跨るセクタ数を決定し、 ｅ）現カウント・キー・データ・レコードをパックする
方が、現カウント・キー・データ・レコードをアンパッ
クするよりも少ないセクタ数に跨るならば、現カウント
・キー・データ・レコードをパックしてマップし、それ
以外では、現セクタの残りの領域をパッドし、現カウン
ト・キー・データ・レコードをアンパックしてマップす
る、 前記制御記憶と、 を含む、データ記憶システム。
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