JPS63177219A - データ転装装置 - 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】 Ａ、産業上の利用分野 この発明は、ホスト・コンピュータと磁気記録ディスク
・ファイルなどのデータ記憶装置との間で可変長データ
を転送するための方法および装置に関するものである。

さらに詳細には、この発明は、エラー訂正の符号化と復
号化、ディスク・ファイルのデータ・トラック内の欠陥
をはさむフィールドの分割、および、フィールドが不連
続な複数バイト・セルの終わりで終了することを保証す
るためのフィールドの埋込み（パッド）などのタスクを
実行するために必要な計算を、デニタ・フィールド間の
固定時間（固定長）ギャップ中に実行するための改善さ
れた方法および装置に関するものである。

Ｂ、背景技術 チー９ｆＪｉホスト・コンピュータから磁気記録ディス
ク・ファイルに書き込まれるか、またはディスクのファ
イルからホスト・コンピュータに読み戻されるときは、
データは、レコード間の固定時間ギャップで分離された
可変長レコードから成る特定の形式で転送される。各レ
コードは、一般に複数のフィールドを含み、一部のフィ
ールドは固定長でもよく、それもやはり固定時間ギャッ
プで分離される。データの転送は、自動データ転送（Ａ
ＤＴ）回路を含む制御装置で制御される。

ディスク・ファイルのトラック上にデータが書き込まれ
る前に、エラー訂正バイトを有するデータを符号化する
ことが望ましい場合がよくある。

こうすると、後でトラックからデータを読み取るときに
、エラー訂正バイトを復号化し、ホスト・コンピュータ
への再転送の前にデータ内のエラーを訂正することがで
きる。エラー訂正コード（ＥＣＣ）は、必要なＥＣＣバ
イトの数だけ可変長フィールドを延長することを必要と
する。エラー訂正システムについての説明は、本出願人
に譲渡された米国特許第４１８５２８９号に記載されて
いる。

またフィールドの全長が離散したいくつかの複数バイト
・セルに等しくなるようにフイールヤを「埋め込む」た
め、フィールドの終わりに追加のバイトを付加しなけれ
ばならない。

さらに、磁気記録媒体中に欠陥のあるトラック上にデー
タを記録する場合は、フィールドの始めと欠陥の発生位
置との間にあるデータの量を計算することが必要である
。この計算には、レコード内の特定のフィールドから得
られる情報を使って、データが記録されているトラック
番号及びトラック上の物理的位置を特定することが必要
である。

この情報から、欠陥の位置および長さが判定され、それ
を使ってフィールドが欠陥をはさんでセグメントに分割
される。このようにして、欠陥が飛び越される。

フィールドの論理長の計算、すなわち、ＥＣＣバイト数
と埋込みバイト数の計算、ならびに欠陥飛越しの計算は
、転送されるフィールドの直前の固定時間ギャップ中に
行なわれる。

データ転送速度およびトラック容量を最大にするために
は、フィールド間の固定時間ギャップを最小にするか、
または少なくとも、新しいディスク・ファイルが前のデ
ィスク・ファイルと同じトラック形式を使用できるよう
に、固定時間ギャップを同じ長さに維持することが望ま
しい。しかし、エラー訂正手法が改善されると、一層複
雑な２段ＥＣＣがより複雑になり、固定時間ギャップ中
でより複雑な計算が必要になる。２段ＦＣＣを使用する
エラー訂正システムは、本出願人に譲渡された米国特許
第一４５２５８３８号に記載されている。

したがって、従来の１段ＦＣＣを使用するときは、各フ
ィールドの終わりに一定数のＥＣＣバイトを付加するだ
けでよかったが、２段ＦＣＣを使用すると、各フィール
ド内のデータのサブブロックの数を決定するための計算
を行なうことが必要になる。その後で、ＥＣＣエンコー
ダは、第１段の工ラー訂正をもたらすため、各サブブロ
ックの終わりにＥＣＣバイトを付加し、第２段のエラー
訂正をもたらすため、フィールド全体の終わりに追加の
ＥＣＣバイトを付加する。これらの追加の計算に、１段
ＦＣＣで必要な時間よりも多くの時間が必要である。し
たがって、フィールド間に固定時間ギャップを有する既
存の固定データ・トラック形式を使用する、従来のデー
タ記録システムに、２段ＦＣＣを組み込むことができる
ように、フィールド間の固定時間ギャップの増大を防止
する手法を考案する必要がある。

Ｃ０開示の概要 本発明は、ホスト・プロセッサとディスク・ファイルの
間のデータ転送中に、フィールドの論理層を計算するた
めの方法および装置であり、フィールド間の固定時間ギ
ャップを増大させることなく、２段ＦＣＣを実現するこ
とを可能にする。

フィールドの論理層を決定するための方法では、制御装
置内のマイクロプロセッサが、ＡＤＴ内の記憶装置から
データ拳フィールドの実際の長さと共に、データが書き
込まれ、または読み取られるトラックのトラック番号お
よびトラック内のレコード番号を取り出す。次に、フィ
ールドの実際長を、２段ＥＣＣに対する事前設定サブブ
ロックの長さによって予め決められた値と比較する。フ
ィールドがこの所定の値よりも小さい場合は、マイクロ
プロセッサは一定数のＥＣＣバイトをフィールド長に加
え、セルの埋込みのために必要なバイトの数を計算し、
この全輪埋置を２つのカウンタ、すなわち、最上位ビッ
ト用の上位カウンタと下位ピット用の下位カウンタにロ
ードする。固定時間ギャップの終わりに、ＡＤＴは２つ
のカウンタの減分と同時にデータの転送を開始し、カウ
ンタが０まで減分されたときデータ転送が完了される。

一方、実際のフィールド長が単一サブブロックからの所
定の値よりも大きい場合は、必要なサブブロックの数を
決定するための計算を行なわなければならない。次に、
マイクロプロセッサは、（サブブロックの長さ）＋　（
ＥＣＣバイトの長さ）に等しい値を第３の「早期」カウ
ンタにロードする。マイクロプロセッサは次に、サブブ
ロックの数、欠陥がフィールドを分割する場合は欠陥の
両側に配置されるバイトの数、およびフィールドを整数
個のセルに埋め込むためのバイトの数の計算を始める。

固定時間ギャップが経過すると、論理層の計算がまだ継
続中でも、ＡＤＴは早期カウンタの減分と同時にデータ
の転送を開始する。計算は早期カウンタがＯまで減分さ
れる前に終了するが、そうするとマイクロプロセッサは
、計算された値と、前に早期カウンタにロードされた（
サブブロックの長さ）＋　（ＥＣＣバイトの長さ）との
差に等しい値を下位カウンタおよび上位カウンタにロー
ドする。早期カウンタがＯまで減分されると、下位カウ
ンタおよび上位カウンタは減分を開始し、ＡＤＴは中断
することなくデータの転送を継続する。転送は、下位カ
ウンタおよび上位カウンタが０に減分されるまで継続し
、０に減分された時点でフィールドの転送が完了される
。

Ｄ、実施例 データ記録ディスク・ファイルに対する通常のトラック
形式を第１図に示す。インデックス−ポイントは、専用
サーボ・ディスク上の符号化されたパターンなどの外部
ソースから受け取った信号であり、トラックの物理的開
始を示す。各トラック上には、ディスク上のトラックの
半径方向の物理的位置を規定するホーム・アドレス（Ｈ
Ａ）がある。ホーム・アドレスの次にトラック記述子レ
コード（ＲＯ）がくる。トラック記述子レコードは、ト
ラック上の欠陥の位置および長さを含む、トラックの状
態に関する情報を含む。

レコードＲＯの次にデータ・レコードＲ１ないしＲｎが
くる。データ・レコードは、図では通常のカウント・キ
ー・データ（ＣＫＤ）形式である。

各データ・レコード内のカウント・フィールドは固定長
であり、その後にくるキー・フィールドおよびデータ・
フィールドの長さを示す。カウント拳フィールドの次に
あるキー・フィールドおよびデータ・フィールドは可変
長であり、ユーザが記録する情報に応じてその長さが決
まる。第１図にｒＧＪ七して表されている物理的ギャッ
プが、トラック上の記録域を分離する。隣接するレコー
ド間にギャップがあり、またレコード内のフィールド間
にもギャップがある。ギャップの長さは、トラック形式
およびギャップの位置によって変わる。しかし、可変長
フィールド間の各ギャップは各レコード内で同じである
。以下で説明するように、データの符号化および復号化
、可変長フィールドの埋込みを含むいくつかのハードウ
ェア機能を実行するため、フィールド相互間にギャップ
が必要である。

第２図の単純化されたブロック図は、ホスト・プロセッ
サからのデータが、ディスク・ファイルのトラック上に
書き込まれる前に、ＥＣＣエンコーダによってどのよう
にＦＣＣで符号化されるか、およびトラックから読み取
られた符号化データが、ホスト・プロセッサに再転送さ
れる“前にどのように復号化されるかを示す。ホスト・
プロセッサとディスク・ファイルの間のデータ転送の制
御は、制御装置の自動データ転送回路ＣＡＤＴ）によっ
て調整される。ＡＤＴは要するにホスト・プロセッサか
ら各可変長フィールドを受け取り、ＡＤＴ制御装置に応
答して、フィールドがデータ自トラツク上に書き込まれ
る前に、その論理層を増大させてＥＣＣバイトのための
場所（余地）をもたらす。

同様に、符号化されたフィールドがディスク命ファイル
から読み取られたとき、ＡＤＴは、すべてのエラー訂正
が行なわれていることを保証しながら、可変長フィール
ドを、ＥＣＣバイトを除いたそれ自体の実際長に変換し
なければならない。さらに、ＡＤＴはデータＯトラック
上の欠陥を飛び越し、したがって、欠陥の両側にあるフ
ィールドのセグメントへの分割を統合しなければならな
い。ＥＣＣバイトを含む、トラック上に書き込まれたフ
ィールドは、離散したある数の「セル」に等しくなけれ
ばならないので、ＡＤＴはまた、終わりに可変長フィー
ルドをバイトで埋め込んで離散したある数のセルに等し
い全フィールド長をもたらさなければならない。

次に第３Ａ図を参照すると、一般的なフィールドがこの
図では１１００バイトの実際長を存するものとして示さ
れている。第３Ａ図のフィールドは、第１図に示す任意
のデータ・レコードのうちの任意のキー・フィールドま
たはデータのフィールドでよいが、本明細書ではデータ
Ｏフィールドとして説明する。第３Ｂ図は、フィールド
の始めから５８０バイトの位置に９６バイト（３セル）
の長さの欠陥を含むデータ・トラック上に、この１１０
０バイトのフィールドを１段ＥＣＣで書き込む通常の方
法を示す。フィールドの実際長（１１００バイト）、ト
ラック番号、フィールドが書き込まれるトラック上の位
置は、すべてＣＫＤデータ・レコード内のデータ・フィ
ールドの前にあるカウント−フィールドから得られる。

欠陥の長さと、データ・フィールドの始めから５８０バ
イトにあるその位置は、制御ユニットにより、既知のト
ラック番号とフィールドが書き込まれるトラック上の位
置に基づいて、特定のトラックに対する索引テーブルか
ら得られる。したがって、フィールドがディスク・ファ
イルに転送される前に、欠陥に対する追加の９６バイト
を収容するための場所をその長さ中に用意しなければな
らない。さらに、１段エラー訂正を使用する通常のデー
タ転送手法では、第３Ｂ図に示すように、一定数のＥＣ
Ｃバイトを付加しなければならない。第３Ｂ図に示す例
では、６つの追加ＥＣＣバイトが必要である。また、デ
ータは離散したいくつかのセルに記録しなければならな
いので（各セルは、たとえば、３２バイト）、次の離散
セルが一杯になるように、データ・フィールドを埋め込
まなければならない。

したがって、第３Ａ図と第３Ｂ図を比較するとわかるよ
うに、ホスト−プロセッサから転送される１１００個の
実バイトの形のデータは、１２１６バイトの論理層を宵
するフィールドとして転送される。追加のバイトは、ト
ラックの欠陥を収容するための９６バイトと、１段ＦＣ
Ｃ用の８バイトと、３８個の離散セルになるまでフィー
ルドを埋め込むための１４バイトである。一般には、第
３Ｂ図に示すように、埋込みバイトはフィールド内の最
後のデータ・バイトの後に、ＥＣＣバイトは埋込みバイ
トの後に付加される。

上述の方法によるフィールドの論装置の計算は、転送さ
れるファイルの直前の固定時間ギャップ中で行なわれる
。したがって、固定時間ギャップの終わりにフィールド
を転送すべきときには、適正な論装置が既に決定されて
おり、ディスク・ファイルへの１２１６バイトの転送を
行なうことができる。同様に、ホスト・プロセッサへの
再転送のためディスク−ファイルからデータを読み取る
べきとき、適正な１１００個の実バイト（実際長）がホ
スト・プロセッサに転送されることを保証するため、同
じ計算が行なわれる。

次に第３Ｃ図を参照すると、第３Ａ図の同じ１１００バ
イトのデータ・フィールドが、２段ＦＣＣでデータ・ト
ラック上に書き込まれるものとして示されている。２段
ＥＣＣでは、１１００バイトはいくつかの固定長サブブ
ロック−と残りの部分サブブロックに分割される。第３
Ｃ図に示した例では、各サブブロックは、２５０バイト
の固定長であり、各サブブロックの終わりに第１段の６
個のＥＣＣバイトを伴う。データ・フィールドの終わり
に、埋込みバイトに続いて、一定数のバイト（この例で
は、６個）を有する第２段ＥＣＣがくる。したがって、
１１００バイトの例では、３６個のＥＣＣバイトが必要
となる。２段ＦＣＣには追加のＥＣＣバイトが必要なた
め、埋込みバイトの数も異なってくる。すなわち、第３
Ｃ図の例では、１１００バイトΦフイールドを２段ＥＣ
Ｃで書き込み、３９セルまで埋め込むために、１２４８
バイトの全輪装置が必要である。

明らかなように、２段ＥＣＣを使用すると、固定時間ギ
ャップ中に実行する必要がある計算の複雑さが大幅に増
大する。まず、データ・フィールドにサブブロックがい
くつ含まれているか判定を行なわなければならない。次
に欠陥が発生した特定のサブブロックと、そのサブブロ
ック内の欠陥の位置を識別しなければならない。

したがって、１段ＥＣＣを使用する通常のディスク・フ
ァイルのように、フィールド間に同じ固定時間ギャップ
を有する同じトラック形式を使用したい場合は、第３Ｃ
図のトラックをもたらすために必要な計算が固定時間ギ
ャップ内で実行できるように保証するため、何らかの準
備を行なわなければならない。制御ユニット内の既存の
ハードウェアを大幅に変更せずに、かつ固定時間ギャッ
プを増大させずに、どのようにこれらの計算を行なうこ
とができるかについて、第４図を参照しながら以下に説
明する。

ＡＤＴ制御装置は、マイクロプロセッサ３０を備え、マ
イクロプロセッサ３０は適当なアドレス線およびバス線
によりＲＡＭ３２およびＲＯＭ３４などの記憶装置に接
続されている。マイクロプロセッサ３０は３個のカウン
タ、すなわち、上位カウンタ（Ｈ）４０、下位カウンタ
（Ｌ）４２および「早期」カウンタ（Ｅ）４４に出力を
供給する。カウンタ４０．４２．４４は、それぞれ、カ
ウンタに記憶された任意の値からカウンタを減分するた
めの付属回路に接続されている。マイクロプロセッサ（
μＰ）３０はまた、「早期モード」ラッチ５０を介して
出力を下位カウンタ４２および早期カウンタ４４に供給
する。

ＡＤＴ８０は、マイクロプロセッサ３０およびカウンタ
４０１４２．４４によって制御される。

マイクロプロセッサ３０は、固定時間ギャップの終わり
に、データ転送を開始するようＡＤＴ６０に合図する。

次に、カウンタが０（転送されるフィールドの論装置の
最後のバイトに対応する）に減分されるまで、カウンタ
の減分と協のして、１バイトごとにデータ転送が行なわ
れる。

本発明によれば、あるデータに対してＡＤＴ８０から２
段ＦＣＣを使って転送されるフィールドの論装置の計算
が、マイクロプロセッサ３０によって行なわれる。ＡＤ
Ｔ６０は、前のカウント・フィールドから、後続のデー
タ拳フィールドの長さ、トラック・アドレスおよび記録
位置を適当な記憶場所に記憶している。転送されるデー
タ・フィールドの直前のフィールドの終わりに、すなわ
ち、固定時間ギャップの始めに、マイクロプロセッサ３
０は、ＡＤＴ８０内の、そのデータの転送先または転送
元の記憶場所から、実際のフィールド長、トラックおよ
びレコード番号を取り出す。

次に、実際のフィールド長が所定の値、たとえば、（固
定サブブロック長（２５０）’）−（一定数の第２レベ
ルのＥＣＣバイト（６））に等しい値と゛比較される。

この値（２４４）をマイクロプロセッサ３０はＲＯＭ３
４から得ることができる。実際のフィールド長がこの値
よりも小さい場合、マイクロプロセッサ３０は、実際長
に一定数の第１段および第２段のＥＣＣバイトを加え、
セルの埋込みを完了するために必要なバイトの数を計算
し、この新しい値をそれぞれ下位カウンタ４２および上
位カウンタ４０にロードする。固定時間ギャップの終わ
りに、マイクロプロセッサ３０は、データ転送を開始す
るようＡＤＴ８０に合図し、下位カウンタ４２および上
位カウンタ４０の減分と同時に転送が開始する。カウン
タが０まで減分され、実際のフィールド長がＥＣＣバイ
トと埋め込みされたセル・バイトだけ増大されたものに
等しいフィールドが転送されたことになる。

一方、転送されるフィールドの実際長が２４４バイトよ
りも大きい場合、マイクロプロセッサ３０は、固定値、
例えば、（サブブロック長（２５０））＋　（第ルベル
のＥＣＣバイト（６））に等しい値を早期カウンタ４４
にロードし、ラッチ５０を早期モードにセットする。こ
れにより、下位カウンタ４２および上位カウンタ４０が
禁止される。次に、マイクロプロセッサ３０は計算を開
始し、サブブロックの数、第１段のサブブロックＥＣＣ
バイトと第２饅ＥＣＣバイトの数、ならびにセル埋込み
用のバイトの数を計算して、フィールドの全輪部長を決
定する。この計算中に、固定時間ギャップが経過し、Ａ
ＤＴ８０がデータ転送を開始しなければならなくなるこ
とがある。その場合は、早期カウンタ４４がそのロード
された値２５６から減分されるのと同時に、データ転送
が開始する。すなわち、マイクロプロセッサ３０内で全
輪部長の計算が続行される間に、データ転送が開始する
。マイクロプロセッサ３０が論理長の計算を完了すると
、マイクロプロセッサ３０は、（新たに計算された論理
長）・−（早期カウンタ４４にロードされた固定値２５
６）に等しい値を下位カウンタ４２および上位カウンタ
４０にロードする。早期カウンタ４４が０まで減分され
ると、下位カウンタ４２および上位カウンタ４０の減分
によりデータ転送が続行される。このようにして、全輪
部長の計算に固定時間ギャップよりも多くの時間が必要
な場合でも、データ転送は中断することなく開始する。

上記の説明は、２段ＦＣＣおよびセルの埋込みのために
必要な論理長の計算に関連して行なったが、マイクロプ
ロセッサ３０はまた、欠陥を含むトラック上にデータ・
フィールドが書き込まれ、またはそこから読み取られる
場合に、欠陥の飛越しを行なう必要がある。欠陥の長さ
と位置は、前のカウント・フィールドから記憶されたＡ
ＤＴ６０内の記憶場所からトラック番号およびレコード
を読み取り、次にＲＯＭ３４内の索引テーブルをアドレ
ス指定することによって得られる。欠陥の長さおよび位
置は、どのサブブロックをセグメントに分割すべきか、
および、フィールドに加えるべきバイトの数を決定する
ために使用される。たとえば、第３Ｃ図では、サブブロ
ック３が９６バイト（３セル）の長さの欠陥をはさんで
分割されている。

【図面の簡単な説明】

第１図は通常のカウント・キー・データ（ＣＫＤ）形式
のデータ・トラックの構造を示す説明図、第２図はホス
ト嗜プロセッサ、ディスク・ファイル、自動データ転送
のためのＡＤＴｌおよび各データ・フィールドの論理長
を計算し、ＡＤＴの動作を開始させるためのＡＤＴ制御
装置を示す一般化されたブロックのダイヤグラム、 第３Ａ図、第３Ｂ図および第３Ｃ図はそれぞれ実際長の
フィールド、１段ＦＣＣでトラック上に書き込まれた論
理長のフィールド、および２段ＥＣＣでトラック上に書
き込まれた論理長のフィールドの構造を示す説明図、 第４図はＡＤＴの動作を開始させるためのカウンタを備
えたＡＤＴ制御装置の構造を単純化して示すブロック図
である。 ３０・・・・マイクロプロセッサ、３２・・・・ＲＡＭ
。 ３４・−−−ＲＯＭ１８Ｏ−−−−ＡＤＴ。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　岡　　１）　次　　生（外１名）

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）データ・フィールドの論理長がデータ・フィール
   ド間の固定時間のギャップ中に計算されることが要求さ
   れるような、データ・フィールドのエラー訂正のための
   符号化及び復号化をデータ転送中に行なう、ホスト・プ
   ロセッサとデータ記憶装置との間のデータ転送装置であ
   って、 転送しようとするデータ・フィールドの実際長を判定す
   る手段と、 判定されたデータ・フィールドの実際長から、エラー訂
   正に必要な論理長を計算する計算手段と、固定長のギャ
   ップの終了時にデータ・フィールドの論理長が所定の値
   を超えるときには前記論理長の計算の完了前にデータ・
   フィールドの転送を開始させる転送開始手段と、 前記転送開始手段に接続され、前記計算が完了してから
   データ・フィールドの転送を完了させる手段と、 を有することを特徴とするデータ転送装置。
2. （２）データ・フィールドの論理長がデータ・フィール
   ド間の固定時間ギャップ中に計算されることが要求され
   るような、２段エラー訂正の符号化及び復号化をデータ
   転送中に行ってフィールドを複数のサブ・ブロックに分
   ける、ホスト・プロセッサとデータ記憶装置との間のデ
   ータ転送装置であって、 情報転送装置に接続され、固定時間ギャップの終了にお
   いて、転送しようとするフィールドの実際長を読み取る
   手段と、 固定時間ギャップ中に、既に読み取られたフィールドの
   実際長中のサブ・ブロックの数を計算するとともに、エ
   ラー訂正に必要な論理長を計算する計算手段と、 前記論理長と予め定められた値とを比較する手段と、 前記計算手段に接続され、前記予め定められた値に関連
   する固定値を受け取るとともに、前記計算手段による前
   記論理長の計算の完了前に、フィールドの転送を開始さ
   せる第１カウンタと、 前記計算手段に接続され、前記第１カウンタの前記固定
   値のカウントが終了したときにフィールドの転送を完了
   させる第２カウンタと、 を有することを特徴とするデータ転送装置。