JPH01223673A - データ記録制御方式 - Google Patents
データ記録制御方式Info
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- JPH01223673A JPH01223673A JP63047385A JP4738588A JPH01223673A JP H01223673 A JPH01223673 A JP H01223673A JP 63047385 A JP63047385 A JP 63047385A JP 4738588 A JP4738588 A JP 4738588A JP H01223673 A JPH01223673 A JP H01223673A
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- 230000002950 deficient Effects 0.000 claims abstract description 44
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 26
- 238000012217 deletion Methods 0.000 description 8
- 230000037430 deletion Effects 0.000 description 8
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 7
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 7
- 238000011084 recovery Methods 0.000 description 4
- 238000001514 detection method Methods 0.000 description 3
- 238000005516 engineering process Methods 0.000 description 3
- 230000004913 activation Effects 0.000 description 1
- 238000004364 calculation method Methods 0.000 description 1
- 238000013500 data storage Methods 0.000 description 1
- 239000003550 marker Substances 0.000 description 1
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、磁気ディスク・サブシステムのデータ記録制
御方式に係り、特にトラック・オーバーラン障害に対す
るO8のエラー回復プログラムの負荷軽減と、データの
信頼性向上を図るのに好適なデータ記録制御方式に関す
る。
御方式に係り、特にトラック・オーバーラン障害に対す
るO8のエラー回復プログラムの負荷軽減と、データの
信頼性向上を図るのに好適なデータ記録制御方式に関す
る。
第6図に、磁気ディスク記憶装置(回転型記憶装置)を
含むデータ記録システムの一般的システム構成を示す。
含むデータ記録システムの一般的システム構成を示す。
中央処理装置(Central Processin
g Unit 、以下CPUと略す)101のチャネル
(Channel、以下CHLと略す)102に、磁気
ディスク制御装置(Disk Controller
、以下DKCと略す)103が接続され、更に、磁気デ
ィスク接続装置(Disk Storing Con
troller 。
g Unit 、以下CPUと略す)101のチャネル
(Channel、以下CHLと略す)102に、磁気
ディスク制御装置(Disk Controller
、以下DKCと略す)103が接続され、更に、磁気デ
ィスク接続装置(Disk Storing Con
troller 。
以下DSCと略す)104が接続される。DSC−10
4には、n台(0〜n−1)の磁気ディスク記憶装置(
Device 、以下DEVと略す)105が接続され
る。
4には、n台(0〜n−1)の磁気ディスク記憶装置(
Device 、以下DEVと略す)105が接続され
る。
第2図に、DEV 105内の磁気ディスク媒体(回転
型記憶媒体)上の、一般的な可変長記録方式であるCK
Dフォーマットによる1回転分即ち1トラック分のトラ
ックの状態を示す。さらに、トラック・オーバーランに
よって不良レコードが作成されたトラックの様子を示す
。第3図に、トラック・オーバーランを引き起こしたコ
マンド・チェーンの一例を示す。
型記憶媒体)上の、一般的な可変長記録方式であるCK
Dフォーマットによる1回転分即ち1トラック分のトラ
ックの状態を示す。さらに、トラック・オーバーランに
よって不良レコードが作成されたトラックの様子を示す
。第3図に、トラック・オーバーランを引き起こしたコ
マンド・チェーンの一例を示す。
第2図において、各トラックの先頭位置を示すインデッ
クス・マーカー(以下IXと略す)(図中、2つのIX
は同じものを指す)201に続いて、ギャップ202を
挟んでホーム・アドレス(以下HAと略す)203があ
り、更にギャップ202を挟んでレコード0 (以下R
0と略す)204゜レコード1 (以下R1と略す)2
05. レコード2 (以下R2と略す)206のよ
うに任意のn個のレコードがレコードR,,−,(以下
R7−1と略す)207まで存在する。各レコードは、
カウント部(以下C部と略す)20.8.キ一部(以下
に部と略す)209.データ部(以下り部と略す)21
0の各フィールドによって構成されている。なお、IX
マーカーは予め各トラックに記録しであるが、可変長記
録方式では、K部、D部だけでなく、0部も消去処理に
より更新されるようになっている。
クス・マーカー(以下IXと略す)(図中、2つのIX
は同じものを指す)201に続いて、ギャップ202を
挟んでホーム・アドレス(以下HAと略す)203があ
り、更にギャップ202を挟んでレコード0 (以下R
0と略す)204゜レコード1 (以下R1と略す)2
05. レコード2 (以下R2と略す)206のよ
うに任意のn個のレコードがレコードR,,−,(以下
R7−1と略す)207まで存在する。各レコードは、
カウント部(以下C部と略す)20.8.キ一部(以下
に部と略す)209.データ部(以下り部と略す)21
0の各フィールドによって構成されている。なお、IX
マーカーは予め各トラックに記録しであるが、可変長記
録方式では、K部、D部だけでなく、0部も消去処理に
より更新されるようになっている。
また、Ro 204.Rz 206のようにに部209
を含まないレコードも許される。
を含まないレコードも許される。
第3図に、トラック上に新たにレコードを作成するコマ
ンド・チェーンの一例を示す。シーク・コマンド(SE
EK、以下SKと略す)301はシリンダ・アドレス、
ヘッド・アドレスを示す情報をチャネルより受領し、指
定されたシリンダ・アドレス、ヘッド・アドレスのトラ
ックにヘッドを位置付ける。サーチ・アイデイ−・イコ
ール(SEARCHID EQUAL、以下SCHI
D EQと略す)302はアイデイ一部(ID部=シ
リンダ・アドレス、ヘッド・アドレス、レコード・ナン
バー、以下IDと略す)を示す情報をCHL 102よ
り受領し、同一のIDの書き込まれている0部208を
検索する。ティック・コマンド(TiC)303は、I
Dが不一致となった場合、再度SCHID EQ30
2を発行する。
ンド・チェーンの一例を示す。シーク・コマンド(SE
EK、以下SKと略す)301はシリンダ・アドレス、
ヘッド・アドレスを示す情報をチャネルより受領し、指
定されたシリンダ・アドレス、ヘッド・アドレスのトラ
ックにヘッドを位置付ける。サーチ・アイデイ−・イコ
ール(SEARCHID EQUAL、以下SCHI
D EQと略す)302はアイデイ一部(ID部=シ
リンダ・アドレス、ヘッド・アドレス、レコード・ナン
バー、以下IDと略す)を示す情報をCHL 102よ
り受領し、同一のIDの書き込まれている0部208を
検索する。ティック・コマンド(TiC)303は、I
Dが不一致となった場合、再度SCHID EQ30
2を発行する。
ライト・シー・ケープ−・コマンド(WRITECKD
、以下WRCKDと略す)304は、CHL102より
転送されたデータを書き込みデータとして、0部、に部
、D部の順に新たにレコードの書き込みを行う。
、以下WRCKDと略す)304は、CHL102より
転送されたデータを書き込みデータとして、0部、に部
、D部の順に新たにレコードの書き込みを行う。
次に、トラック・オーバーランとなる場合の一例を第2
図、第3図を用いて説明する。5K30LSCHID
EQ302.TiC303を用いて8亥トラック上の
レコードR,,207(目的レコードの1つ手前)にヘ
ッドを位置付け、WRCKD304によって新レコード
、レコードn (以下Rnと略す)211の書き込み動
作を行ったところ、書き込みデータバイト数がトラック
上の残バイト数より多かったため、書き込み動作実行中
にlX201を検出し、書き込み動作を異常終了した。
図、第3図を用いて説明する。5K30LSCHID
EQ302.TiC303を用いて8亥トラック上の
レコードR,,207(目的レコードの1つ手前)にヘ
ッドを位置付け、WRCKD304によって新レコード
、レコードn (以下Rnと略す)211の書き込み動
作を行ったところ、書き込みデータバイト数がトラック
上の残バイト数より多かったため、書き込み動作実行中
にlX201を検出し、書き込み動作を異常終了した。
R,,211は、途中までしか書き込まれていない不良
レコードとして該トラック上に残る。
レコードとして該トラック上に残る。
このような障害を一般的に、トラック・オーバーラン(
Track 0verrun) 、もしくは、不当ト
ラック形式(I nvalid Track F
ormat)と言う。
Track 0verrun) 、もしくは、不当ト
ラック形式(I nvalid Track F
ormat)と言う。
トラック・オーバーランによる不良レコードがトラック
上に残されたまま当該トラックに対しアクセスがあると
、当該不良レコードの読み取り動作時にエラーとなる。
上に残されたまま当該トラックに対しアクセスがあると
、当該不良レコードの読み取り動作時にエラーとなる。
当該レコードの読み取りエラーは、当該トラックの読み
取り命令による動作時にのみならず、当該トラック上で
のサーチ命令動作時にもエラーとなる。
取り命令による動作時にのみならず、当該トラック上で
のサーチ命令動作時にもエラーとなる。
従来の技術では、トラック・オーバーランが検出される
と、CHL102に対してエラー終了報告を行い、セン
ス・バイト(エラー内容を示す24バイトのデータで、
トラック・オーバーランがあったこと、トラック・オー
バーランのため書き込みできなかった残バイト数などの
情報)でトラツり°オーバーランのエラー報告に対しオ
ペレーティング・システム(Operating S
ystem 、以下O8と略す)は、エラー回復プログ
ラムによって不良レコードの消去を行う。第4図に、エ
ラー回復プログラムによって発行される不良レコードの
消去処理を行うコマンド・チェーンの一例を示し、第2
図、第4図を用いてその処理を示す。
と、CHL102に対してエラー終了報告を行い、セン
ス・バイト(エラー内容を示す24バイトのデータで、
トラック・オーバーランがあったこと、トラック・オー
バーランのため書き込みできなかった残バイト数などの
情報)でトラツり°オーバーランのエラー報告に対しオ
ペレーティング・システム(Operating S
ystem 、以下O8と略す)は、エラー回復プログ
ラムによって不良レコードの消去を行う。第4図に、エ
ラー回復プログラムによって発行される不良レコードの
消去処理を行うコマンド・チェーンの一例を示し、第2
図、第4図を用いてその処理を示す。
5K401で当言亥トラックへヘッドを(立置イ寸け、
リード・ホーム・アドレス(READ HA、以下R
D HAと略す)402でトラックの先頭のHA20
3の直後に位置付ける。更にSCHID EQ403
とTiC404によって該トラック上のR,!2−07
に位置付ける。イレーズ・コマンド(ERASE、以下
ER3と略す)405は、CHL 102より任意のデ
ータを受領し、次に、トラック先頭マークlX201が
現れるまで消去する命令であり、本例ではヘッドがRn
−,207に位置付けられた状態でコマンドを受領する
ので、R,+207の0部210の直後からlX201
まで消去動作を行う。これらの処理により、該トラック
上に残されている不良レコード、R,211は消去され
る。
リード・ホーム・アドレス(READ HA、以下R
D HAと略す)402でトラックの先頭のHA20
3の直後に位置付ける。更にSCHID EQ403
とTiC404によって該トラック上のR,!2−07
に位置付ける。イレーズ・コマンド(ERASE、以下
ER3と略す)405は、CHL 102より任意のデ
ータを受領し、次に、トラック先頭マークlX201が
現れるまで消去する命令であり、本例ではヘッドがRn
−,207に位置付けられた状態でコマンドを受領する
ので、R,+207の0部210の直後からlX201
まで消去動作を行う。これらの処理により、該トラック
上に残されている不良レコード、R,211は消去され
る。
なお、上記従来技術に関連するものとして、特開昭58
−48161号公報が挙げられる。
−48161号公報が挙げられる。
上記従来技術では、磁気ディスク制御装置は、不良レコ
ードの発生(トラック・オーバーラン)を知ると、先ず
上位装置へそのことを報告し、この報告を受けた上位装
置から、O8による当該不良レコードの消去命令が発せ
られ、該命令によって、磁気ディスク制41U装置は不
良レコードの消去を行うものである。従って、従来技術
によると、トラック・オーバーランに対するエラー回復
処理、即ち不良レコードの消去処理を、O8のエラー回
復プログラムによる入出力命令を待って、該命令に基づ
いて行うため、以下の問題点がある。
ードの発生(トラック・オーバーラン)を知ると、先ず
上位装置へそのことを報告し、この報告を受けた上位装
置から、O8による当該不良レコードの消去命令が発せ
られ、該命令によって、磁気ディスク制41U装置は不
良レコードの消去を行うものである。従って、従来技術
によると、トラック・オーバーランに対するエラー回復
処理、即ち不良レコードの消去処理を、O8のエラー回
復プログラムによる入出力命令を待って、該命令に基づ
いて行うため、以下の問題点がある。
1、ディスク制?11装置から上位装置への、トラック
・オーバーランのエラー報告以降、−上位装置から何か
の原因で不良レコード消去のための入出力命令が発行さ
れない場合や、未だこの入出力命令が発行される以前の
場合には、不良レコードはトラック上に残ったままとな
っている。不良レコードが残存するトラック上で、例え
ば、別のCPUから新たにデータ読み取り命令等の動作
を行うと、当該不良レコードにおいて読み取りエラーと
なる。これは、−旦エラー報告が行われてしまうと、記
憶装置は、他のCPUからの起動を受は付ける状態にな
るからである。
・オーバーランのエラー報告以降、−上位装置から何か
の原因で不良レコード消去のための入出力命令が発行さ
れない場合や、未だこの入出力命令が発行される以前の
場合には、不良レコードはトラック上に残ったままとな
っている。不良レコードが残存するトラック上で、例え
ば、別のCPUから新たにデータ読み取り命令等の動作
を行うと、当該不良レコードにおいて読み取りエラーと
なる。これは、−旦エラー報告が行われてしまうと、記
憶装置は、他のCPUからの起動を受は付ける状態にな
るからである。
2、O3によるエラー回復処理を実現するためには、新
たな入出力命令が必要であり、O8の負荷となる。
たな入出力命令が必要であり、O8の負荷となる。
一般に、データを消去してしまうような処理は重大なも
のであって、従来はいちいち上位装置の指示を仰がなけ
ればならないとされていた。しかし、トラック・オーバ
ーランのような不良レコードに対する消去処理は、制御
装置だけの判断でよいことに、本発明者等は着目した。
のであって、従来はいちいち上位装置の指示を仰がなけ
ればならないとされていた。しかし、トラック・オーバ
ーランのような不良レコードに対する消去処理は、制御
装置だけの判断でよいことに、本発明者等は着目した。
従って、本発明の1つの目的は、データ記録制御方式に
おいて、O8が不良レコード消去処理を行わなかった場
合、もしくは、不良レコード消去命令が発行されるまで
の間、不良レコードがトラック上に残存する状態で、新
たな当該トラックへのアクセスを受けたために、読み取
りエラーを引き起こすことのないようにすることにある
。
おいて、O8が不良レコード消去処理を行わなかった場
合、もしくは、不良レコード消去命令が発行されるまで
の間、不良レコードがトラック上に残存する状態で、新
たな当該トラックへのアクセスを受けたために、読み取
りエラーを引き起こすことのないようにすることにある
。
本発明の他の目的は、データ記録制御方式において、上
記のO8によるエラー回復処理のための負担を軽減する
ことにある。
記のO8によるエラー回復処理のための負担を軽減する
ことにある。
上記目的を達成するため、本発明のデータ記録制御方式
は、基本的には、上位装置からの書込み指令により回転
型記憶装置でデータ書込みをする場合、トラック・オー
バーランが発行したとき、その発生したことを従来のよ
うに(制御装置から上位装置に)直ちに報告し、その報
告を受けた上位装置からのO8のエラー回復プログラム
による入出力命令によって消去を行うのではなく、先ず
、制御装置側の判断でオーバーランによる不良レコード
部を消去して取り除き、その消去動作の開始後ないし消
去の完了後に上位装置へトラック・オーバーランしたこ
との報告を行うように構成する。
は、基本的には、上位装置からの書込み指令により回転
型記憶装置でデータ書込みをする場合、トラック・オー
バーランが発行したとき、その発生したことを従来のよ
うに(制御装置から上位装置に)直ちに報告し、その報
告を受けた上位装置からのO8のエラー回復プログラム
による入出力命令によって消去を行うのではなく、先ず
、制御装置側の判断でオーバーランによる不良レコード
部を消去して取り除き、その消去動作の開始後ないし消
去の完了後に上位装置へトラック・オーバーランしたこ
との報告を行うように構成する。
更に、回転記録媒体の回転待ちによる磁気ヘッドの再位
置付けを利用して制御装置側での制御により前記不良レ
コード部の消去を行うように構成する。
置付けを利用して制御装置側での制御により前記不良レ
コード部の消去を行うように構成する。
具体的な例において、前記磁気ヘッドの再位置付けを行
うための手段として、トラック・オーバーランを起こし
た不良レコードの物理的位置(セグメント番号)を制御
装置側で記憶しておき、該記憶した物理的位置と記録媒
体の一回転中に読み出される次々のレコードの物理的位
置(セグメント番号)と比較し、その一致を検出する手
段により構成される。
うための手段として、トラック・オーバーランを起こし
た不良レコードの物理的位置(セグメント番号)を制御
装置側で記憶しておき、該記憶した物理的位置と記録媒
体の一回転中に読み出される次々のレコードの物理的位
置(セグメント番号)と比較し、その一致を検出する手
段により構成される。
上記構成に基づく作用を説明する。 ′トラック・オー
バーランとなった不良レコードが発生してから、記録媒
体が一回転する回転待ちの間に、該不良レコード部の消
去処理は終了する。
バーランとなった不良レコードが発生してから、記録媒
体が一回転する回転待ちの間に、該不良レコード部の消
去処理は終了する。
この動作を以下に詳しく述べる。
トラック・オーバーラン検出直後には、従来の技術のよ
うなエラー報告処理も、動作終了報告も行わず、CHL
102との接続状態を維持する。
うなエラー報告処理も、動作終了報告も行わず、CHL
102との接続状態を維持する。
同時に、不良レコードへの再位置付けの目標値とするた
めると、当該不良レコードのトラック上の物理的な位置
を記[する。この物理的な位置は、トラック上の予め定
められた一点(通常はI X201)を基点とし、各レ
コードまでの絶対的な距離によって示される。
めると、当該不良レコードのトラック上の物理的な位置
を記[する。この物理的な位置は、トラック上の予め定
められた一点(通常はI X201)を基点とし、各レ
コードまでの絶対的な距離によって示される。
次に、トラックの先頭のHA202から各レコードを連
続して読み取り、各レコードの物理的な位置を認識し、
続く次のレコードの物理的な位置を、例えば計算によっ
て導き出す。可変長記録方式では、HA部及び0部は一
定長であるが、K部とD部とは可変長で、その長さは通
常C部で管理されているので、各フィールドの長さ(バ
イト長)やフィールド間ギャップ長(バイト長)を計算
することで、次のレコードの物理的な位置を計算するこ
とができる。導き出した次のレコードの物理的な位置と
トラック・オーバーランとなった不良レコードの物理的
な位置とを比較することによって、当該不良レコードの
物理的な位置と同位置にあるレコードの先頭を捜索する
。検出すると当該レコードをトラック・オーバーランに
より作成された不良レコード、即ちR,211と認識し
、以降、lX201まで消去処理を行う、消去処理終了
後、CHL102に対しトラック・オーバーランのエラ
ー報告を行う。
続して読み取り、各レコードの物理的な位置を認識し、
続く次のレコードの物理的な位置を、例えば計算によっ
て導き出す。可変長記録方式では、HA部及び0部は一
定長であるが、K部とD部とは可変長で、その長さは通
常C部で管理されているので、各フィールドの長さ(バ
イト長)やフィールド間ギャップ長(バイト長)を計算
することで、次のレコードの物理的な位置を計算するこ
とができる。導き出した次のレコードの物理的な位置と
トラック・オーバーランとなった不良レコードの物理的
な位置とを比較することによって、当該不良レコードの
物理的な位置と同位置にあるレコードの先頭を捜索する
。検出すると当該レコードをトラック・オーバーランに
より作成された不良レコード、即ちR,211と認識し
、以降、lX201まで消去処理を行う、消去処理終了
後、CHL102に対しトラック・オーバーランのエラ
ー報告を行う。
以上により制御装置は、トラック・オーバーラン検出直
後にはエラー報告を行わず、不良レコードの消去処理終
了後のエラー報告までCHL102との接続状態を維持
するため、この間当該記憶装置は、当該記憶装置に対す
る新たな起動を受けつけない。従って、当該トラック上
に不良レコードが残存する状態で、リード、サーチ等の
動作を行うことはな(、リード・エラーを引き起こすこ
とはない。
後にはエラー報告を行わず、不良レコードの消去処理終
了後のエラー報告までCHL102との接続状態を維持
するため、この間当該記憶装置は、当該記憶装置に対す
る新たな起動を受けつけない。従って、当該トラック上
に不良レコードが残存する状態で、リード、サーチ等の
動作を行うことはな(、リード・エラーを引き起こすこ
とはない。
トラック・オーバーラン検出から、不良レコードの消去
処理終了後のトラック・オーバーランのエラー報告まで
、DKC103とCHL102とは何らのデータ転送も
行わないため、従来O3のエラー回復処理に必要な情報
である、トラック・オーバーラン発生時に何バイト未書
き込みのデータが残っているかを示す残バイト数は保証
される。
処理終了後のトラック・オーバーランのエラー報告まで
、DKC103とCHL102とは何らのデータ転送も
行わないため、従来O3のエラー回復処理に必要な情報
である、トラック・オーバーラン発生時に何バイト未書
き込みのデータが残っているかを示す残バイト数は保証
される。
このため、従来のO8とのインタフェースに何らの変更
も必要とせず、従来のO8の下でも動作は保証される。
も必要とせず、従来のO8の下でも動作は保証される。
又、不良レコードの消去は、上位装置のO3回復プログ
ラムによらずに、制御装置の判断(マイクロ・プログラ
ムによる)による制御のみで、確実に行うことができる
。
ラムによらずに、制御装置の判断(マイクロ・プログラ
ムによる)による制御のみで、確実に行うことができる
。
以下に、本発明の実施例を図面によって説明する。
まずトラック上の物理的な位置の表し方の一例を、第5
図を用いて示す。トラック上をlX201を基点として
数バイト単位に均等に分割する。この1単位をセグメン
トと呼ぶことにする。IX 201からセグメントの個
数をカウントすることにより、トラック上の物理的な位
置が定まる。この値をセグメント・ナンバー(以下SN
と略す)と呼ぶことにする。CKDフォーマットで記録
されているトラック上の各フィールド、即ちHA、C部
、に部、D部は必ずセグメント境界で終るように定める
ことにすると(D部のように必ずしもデータの終りがセ
グメントの境界に来ないことがあるが、そのときには、
補助パターンを付加してデータの終りを境界に一致させ
る。)、各フィールドの位置がSNによって表わされる
。第5図においては、lX201から0部208後端ま
でのセグメント数がSNとなる。HA203及び、各レ
コードの0部208に、該レコードの各々のフィールド
後端のSNを書き込むことと定めておくと、各レコード
のトラック上の物理的な位置が示される。
図を用いて示す。トラック上をlX201を基点として
数バイト単位に均等に分割する。この1単位をセグメン
トと呼ぶことにする。IX 201からセグメントの個
数をカウントすることにより、トラック上の物理的な位
置が定まる。この値をセグメント・ナンバー(以下SN
と略す)と呼ぶことにする。CKDフォーマットで記録
されているトラック上の各フィールド、即ちHA、C部
、に部、D部は必ずセグメント境界で終るように定める
ことにすると(D部のように必ずしもデータの終りがセ
グメントの境界に来ないことがあるが、そのときには、
補助パターンを付加してデータの終りを境界に一致させ
る。)、各フィールドの位置がSNによって表わされる
。第5図においては、lX201から0部208後端ま
でのセグメント数がSNとなる。HA203及び、各レ
コードの0部208に、該レコードの各々のフィールド
後端のSNを書き込むことと定めておくと、各レコード
のトラック上の物理的な位置が示される。
次に、第1図のフローチャート、第2図のトラックフォ
ーマット、及び第6図のシステム構成図により、本発明
の実施例のデータ記録制御方式の構成及び動作を説明す
る。
ーマット、及び第6図のシステム構成図により、本発明
の実施例のデータ記録制御方式の構成及び動作を説明す
る。
第1図において、ステップ601でトラック・オーバー
ランを検出すると(このトラック・オーバーランの検出
は、不良レコードR7の直後のtXの検出、即ちトラッ
クの先頭を表わすインデック即ちトラック・オーバーラ
ンとなり不良レコードとなったRfi211の0部21
2の先頭SNを記憶する。本例では便宜上これをSNa
とする。ステップ603では、トラックの先頭にヘッド
を位置付けるためにHA203の読み取り動作を行う。
ランを検出すると(このトラック・オーバーランの検出
は、不良レコードR7の直後のtXの検出、即ちトラッ
クの先頭を表わすインデック即ちトラック・オーバーラ
ンとなり不良レコードとなったRfi211の0部21
2の先頭SNを記憶する。本例では便宜上これをSNa
とする。ステップ603では、トラックの先頭にヘッド
を位置付けるためにHA203の読み取り動作を行う。
ステップ604で次にVt<c部208のSNを計算す
る。これを便宜上SNbとする。ステップ605におい
てSNaとSNbの比較を行う。この演算の結果、両者
が等しくない場合は、該レコードは不良レコードR,l
211以前の良好なレコードと認識し、ステップ60
6で0部208を読み取り、ステップ607でに部20
9を、ステップ608で0部211を読み飛ばしくK部
の存在しないRECORDにおいては、直ちにD部を読
み飛ばす。)、次のレコードの直前に位置付け、ステッ
プは604へ戻る。このようにして繰り返し、次々のレ
コードの先頭のSNを捜索することによって、不良レコ
ードの検出を行う。
る。これを便宜上SNbとする。ステップ605におい
てSNaとSNbの比較を行う。この演算の結果、両者
が等しくない場合は、該レコードは不良レコードR,l
211以前の良好なレコードと認識し、ステップ60
6で0部208を読み取り、ステップ607でに部20
9を、ステップ608で0部211を読み飛ばしくK部
の存在しないRECORDにおいては、直ちにD部を読
み飛ばす。)、次のレコードの直前に位置付け、ステッ
プは604へ戻る。このようにして繰り返し、次々のレ
コードの先頭のSNを捜索することによって、不良レコ
ードの検出を行う。
ステップ605においてSNaとSNbが一致すると(
前記のように、各レコードのC部には、そのレコードの
各々のフィールドの後端のSNが書き込まれているので
、不良レコードのC部の直前位置まで来れば、次の不良
レコードのSNaとSNbの一致を確認することができ
る。)、当該レコードをトラック・オーバーランによる
不良レコードと認識し、ステップ609にて該不良レコ
ードの0部212の消去動作を行う。続けてステップ6
10にて、K部、D部の消去処理を行い(K部の存在し
ない場合は、直ちにD部の消去を行う。)、lX201
まで消去処理が終了した後、ステップ611にてCHL
102ヘエラー終了報告を行う。
前記のように、各レコードのC部には、そのレコードの
各々のフィールドの後端のSNが書き込まれているので
、不良レコードのC部の直前位置まで来れば、次の不良
レコードのSNaとSNbの一致を確認することができ
る。)、当該レコードをトラック・オーバーランによる
不良レコードと認識し、ステップ609にて該不良レコ
ードの0部212の消去動作を行う。続けてステップ6
10にて、K部、D部の消去処理を行い(K部の存在し
ない場合は、直ちにD部の消去を行う。)、lX201
まで消去処理が終了した後、ステップ611にてCHL
102ヘエラー終了報告を行う。
本実施例によれば、トラック・オーバーランによって発
生した不良レコードへの再位置付は動作に際し、磁気デ
ィスクの回転待ちの間に、各レコードを連続して読み取
り、トラック上の物理的な位置を確認することにより、
再位置付は動作中にトラック上のヘッドの位置を常に正
確に認識することが可能となる効果がある。また、該当
不良し゛コードの捜索を、トラック上の物理的な位置の
比較により行っているので、目的レコード先頭への正確
な位置付けが可能となる。従って、不良レコード以外の
良好なレコードを誤って消去することはな(、既存のデ
ータの信頬性は保証され、該不良レコードは、該不良レ
コードの書込み時点から磁気ディスクが1回転する間に
、全て正確に消去される。
生した不良レコードへの再位置付は動作に際し、磁気デ
ィスクの回転待ちの間に、各レコードを連続して読み取
り、トラック上の物理的な位置を確認することにより、
再位置付は動作中にトラック上のヘッドの位置を常に正
確に認識することが可能となる効果がある。また、該当
不良し゛コードの捜索を、トラック上の物理的な位置の
比較により行っているので、目的レコード先頭への正確
な位置付けが可能となる。従って、不良レコード以外の
良好なレコードを誤って消去することはな(、既存のデ
ータの信頬性は保証され、該不良レコードは、該不良レ
コードの書込み時点から磁気ディスクが1回転する間に
、全て正確に消去される。
上記実施例では、不良レコードのC部、に部、及びD部
の消去処理を全部行った後に、CHL102へのエラ二
報告を行っているが、上記ステップ609で0部212
の消去処理を行った後、先にステップ611のCHL
102へのエラー報告処理を行い、K部及びD部の消去
処理は、形式書き込み動作(フォーマット・ライティン
グ、に部とD部だけでなく、C部も含めて全部を更新す
る書込み方式で、あるレコードR8までの書込み終了後
、続いて制御装置側からの信号で、駆動装置がその後の
部分をIXまで全部消去処理する方式をいう。)の終了
後の消去処理を行う方法を適用することも考えられる。
の消去処理を全部行った後に、CHL102へのエラ二
報告を行っているが、上記ステップ609で0部212
の消去処理を行った後、先にステップ611のCHL
102へのエラー報告処理を行い、K部及びD部の消去
処理は、形式書き込み動作(フォーマット・ライティン
グ、に部とD部だけでなく、C部も含めて全部を更新す
る書込み方式で、あるレコードR8までの書込み終了後
、続いて制御装置側からの信号で、駆動装置がその後の
部分をIXまで全部消去処理する方式をいう。)の終了
後の消去処理を行う方法を適用することも考えられる。
このようにすると、エラー終了報告を、lX201まで
消去処理が終了するまで待たずに、不良レコードの0部
の消去処理が終った時点で行うことができるので、不良
レコードのD部が著しく長い場合のエラー報告を早く行
うことができる効果がある。この場合でも、消去処理は
上位装置からのO8によるエラー回復プログラムで行う
のではな(、制御装置からの信号で′ζ駆動装置自体が
行うものであるから、消去は確実に行われる。
消去処理が終了するまで待たずに、不良レコードの0部
の消去処理が終った時点で行うことができるので、不良
レコードのD部が著しく長い場合のエラー報告を早く行
うことができる効果がある。この場合でも、消去処理は
上位装置からのO8によるエラー回復プログラムで行う
のではな(、制御装置からの信号で′ζ駆動装置自体が
行うものであるから、消去は確実に行われる。
゛〔発明の効果〕
以上詳しく述べたように、本発明のデータ記録制御方式
によれば、トラック・オーバーランが発生しそれによっ
て書き込み不良レコード領域が生じたとき、この不良レ
コード領域の消去処理を、従来のような上位装置のO8
の介在なしに、専ら制御装置側の判断のみによって行う
ようにしたので、不良レコード領域の消去処理が確実に
行われる効果がある。又、上位装置へのトラック・オー
バーランの報告は、不良レコード領域の消去がされてか
ら行われるため、上位装置のO8が不良レコードの消去
命令を発行する必要はなくなり、O8の負担が軽減され
る。更に、上位装置へのトラック・オーバーランの報告
がある迄、記憶装置の上位装置に対する接続状態が維持
されるので、不良レコードの残存する状態で他のCPU
等から当該記憶装置への起動を受は付けることがなくな
り、信頼性が向上する等、優れた効果を奏する。
によれば、トラック・オーバーランが発生しそれによっ
て書き込み不良レコード領域が生じたとき、この不良レ
コード領域の消去処理を、従来のような上位装置のO8
の介在なしに、専ら制御装置側の判断のみによって行う
ようにしたので、不良レコード領域の消去処理が確実に
行われる効果がある。又、上位装置へのトラック・オー
バーランの報告は、不良レコード領域の消去がされてか
ら行われるため、上位装置のO8が不良レコードの消去
命令を発行する必要はなくなり、O8の負担が軽減され
る。更に、上位装置へのトラック・オーバーランの報告
がある迄、記憶装置の上位装置に対する接続状態が維持
されるので、不良レコードの残存する状態で他のCPU
等から当該記憶装置への起動を受は付けることがなくな
り、信頼性が向上する等、優れた効果を奏する。
【図面の簡単な説明】
第1図は本発明の一実施例の構成及び動作を説明するた
めのフローチャート、第2図は磁気ディスク記録媒体上
の一般的な可変長記録方式におけるCKDフォーマット
によるトラックの状態図、第3図は新レコード作成コマ
ンド・チェーンを示す図、第4図は不良レコード消去コ
マンド・チェーンを示す図、第5図はセグメントナンバ
ーの説明図、第6図は磁気ディスク記憶装置を含む一般
的なデータ記録システムの構成図である。 101−・−一−−−中央処理装置、102−・〜・・
−・チャネル、103−−−−−−一磁気ディスク制御
装置、104・−・−磁気ディスク接続装置、105−
・−磁気ディスク記憶装置、201・−・−・−インデ
ックス・マーカー、20 S”−−−−−−−ギャップ
、203−−−−−−−ホーム・アドレス、204〜2
07−−−−−−−レコード、208−・・−カウンタ
部、209−−−−−−−キ一部、21 (1−・−・
−データ部、211−・−・−トラック・オーバーラン
により作成された不良レコード、212−−−−−−−
・不良しl−1’のカウント部、301〜304.40
1〜405・−・−コマンド、601〜611−−−−
−−−ステップ。−第1図 区 1 第3図 第4図 第5図
めのフローチャート、第2図は磁気ディスク記録媒体上
の一般的な可変長記録方式におけるCKDフォーマット
によるトラックの状態図、第3図は新レコード作成コマ
ンド・チェーンを示す図、第4図は不良レコード消去コ
マンド・チェーンを示す図、第5図はセグメントナンバ
ーの説明図、第6図は磁気ディスク記憶装置を含む一般
的なデータ記録システムの構成図である。 101−・−一−−−中央処理装置、102−・〜・・
−・チャネル、103−−−−−−一磁気ディスク制御
装置、104・−・−磁気ディスク接続装置、105−
・−磁気ディスク記憶装置、201・−・−・−インデ
ックス・マーカー、20 S”−−−−−−−ギャップ
、203−−−−−−−ホーム・アドレス、204〜2
07−−−−−−−レコード、208−・・−カウンタ
部、209−−−−−−−キ一部、21 (1−・−・
−データ部、211−・−・−トラック・オーバーラン
により作成された不良レコード、212−−−−−−−
・不良しl−1’のカウント部、301〜304.40
1〜405・−・−コマンド、601〜611−−−−
−−−ステップ。−第1図 区 1 第3図 第4図 第5図
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1、中央処理装置と、チャネル装置と、制御装置と、前
記制御装置により制御され前記チャネル装置に接続され
る回転型記憶装置とを有し、前記中央処理装置からのデ
ータ書き込み命令に従つて前記回転型記憶装置の記憶媒
体の回転方向に可変長方式でデータを記録するデータ記
録制御方式において、前記制御装置側にあつて、前記デ
ータ書込み命令により指定された書き込みデータ量が前
記記憶媒体の回転方向の許容記憶容量を越えたことによ
つて書き込み不良領域が発生するとき、その発生を検出
する検出手段と、前記制御装置による制御の下に、前記
書き込み不良領域の発生を検出したときに直ちに前記回
転型記憶装置を前記書き込み不良領域に再位置付けして
該書き込み不良領域の消去を行う消去手段とを備えたこ
とを特徴とするデータ記録制御方式。 2、前記消去手段により前記書き込み不良領域の消去が
完了したときに前記制御装置から前記チャネル装置に向
けて前記書き込み不良領域の発生したことの報告を行う
手段を備えたことを特徴とする請求項1記載のデータ記
録制御方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP63047385A JPH01223673A (ja) | 1988-03-02 | 1988-03-02 | データ記録制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP63047385A JPH01223673A (ja) | 1988-03-02 | 1988-03-02 | データ記録制御方式 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH01223673A true JPH01223673A (ja) | 1989-09-06 |
Family
ID=12773636
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP63047385A Pending JPH01223673A (ja) | 1988-03-02 | 1988-03-02 | データ記録制御方式 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH01223673A (ja) |
-
1988
- 1988-03-02 JP JP63047385A patent/JPH01223673A/ja active Pending
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