JPH05298808A - デイスク制御装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 コマンド発行をＦＤＣに代替させることによ
りＣＰＵがＦＤＤを制御するときのコマンド発行という
時間的制約を解消する。 【構成】 シーケンサ３−２はＦＤＤ５のトラックフォ
ーマットに対応する一連の動作状態をその先頭から順次
遷移させて各動作状態に応じた制御を逐次行わせる。バ
イトカウンタ３−５はデータリード／ライト時にそのバ
イト数をカウントする。カウントデータ発生部３−４は
一連の動作状態を区分する各状態区分に相当するバイト
数を発生し、カウンタ３−５のカウント値が発生バイト
数に到達する毎に次の状態に遷移させる。ＩＤコード検
出部３−８はリード／ライト対象であるセクタのＩＤコ
ードとＦＤＤ５からのＩＤコードとを比較し、両者の一
致時にリード／ライト動作を指示し、不一致時にＦＤＤ
５から再度のＩＤコードの読み出しを指示する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は、中央演算処理装置
（ＣＰＵ）からの転送命令に応答してフロッピーディス
ク装置（ＦＤＤ）に対するデータの読み出し／書き込み
動作を直接的に制御するディスク制御装置（ＦＤＣ）に
関する。

【０００２】

【従来の技術】一般に、単密度記録方式に対応したディ
スク制御装置は、読み出し／書き込みデータの変換、シ
ンク（ＳＹＮＣ）検出や巡回冗長検出（ＣＲＣ）などを
行い、ＦＤＤのトラックフォーマットに関する制御は、
ＣＰＵで行うようにしている。この場合、倍密度記録方
式に対応させると、データの転送速度が２倍となる為、
ＣＰＵの制御の処理スピードを速くする必要があった。
ところで、近年、ＣＰＵは複雑な制御をせず、命令を送
るだけでデータの書き込み／読み出しやＦＤＤのトラッ
クフォーマットに関する制御をディスク制御装置で行わ
せるようにしたものが知られている。しかしながら、こ
の種のディスク制御装置はデータの書き込み／読み出し
の他に、ＦＤＤのトラックフォーマットに関する制御も
マイクロプログラムで行う為、回路構成が複雑化し、極
めて高価なものとなっていた。そこで、本出願人は先
に、ディスク装置のトラックフォーマットに関する制御
をマイクロプログラムで行わず、簡単なロジック回路の
みで実現するようにした技術（特願平３−４７３１９
号、発明の名称 ディスク制御装置）を提案した。

【０００３】図２はこのディスク制御装置を示したブロ
ック構成図である。ＣＰＵ１はＣＰＵインターフェース
２を介してＦＤＣ３に接続され、またＦＤＣ３はＦＤＤ
インターフェース４を介してＦＤＤ５に接続されてい
る。ここで、ＦＤＣ３は次の如く構成されている。コマ
ンドレジスタ３−１はＣＰＵ１からＣＰＵインターフェ
ース２を介して送られて来たデータリードコマンドやデ
ータライトコマンドなどを一時記憶するもので、シーケ
ンサ３−２からのシーケンス終了信号によりコマンドレ
ジスタ３−１の内容はリセットされる。シーケンサ３−
２は各コマンドごとにシフトレジスタによって構成さ
れ、各シフトレジスタはＦＤＤ５のトラックフォーマッ
トに対応する一連の動作状態をその先頭から順次遷移さ
せて各動作状態に応じた制御を逐次行わせる為に、一連
の動作状態を管理する。そして、シーケンサ３−２は一
連の動作状態が順次遷移する毎に、各動作状態に対応す
るシーケンス信号を出力し、シーケンス制御部３−３、
カウントデータ発生部３−４に与える。なお、シーケン
サ３−２はコマンドレジスタ３−１にコマンドが記憶さ
れると動作を開始し、コマンドレジスタ３−１がリセッ
トされると動作を停止して初期状態となる。また、シー
ケンサ３−２はバイトカウンタ３−５からシーケンスク
ロック信号が送られて来る毎に、動作状態が順次遷移
し、またリード処理部３−６からのＳＹＮＣ検出信号に
よっても動作状態は遷移する。シーケンス制御部３−３
はシーケンサ３−２から送られて来るシーケンス信号に
より各動作状態に応じてリード処理部３−６、ライト処
理部３−７を制御する為の各種の制御信号を出力し、リ
ード処理部３−６、ライト処理部３−７に与える。カウ
ントデータ発生部３−４は一連の動作状態を区分する各
状態区分に相当するデータ量（バイト数）を各状態区分
毎に発生し、バイトカウンタ３−５に与える。つまり、
カウントデータ発生部３−４はシーケンサ３−２からシ
ーケンス信号が入力される毎に、対応する動作状態に応
じたバイト数を発生する。バイトカウンタ３−５はＦＤ
Ｄ５に対するデータの書き込み／読み出し時のデータ量
（バイト数）をカウントし、このカウント値がカウント
データ発生部３−４から送られて来るバイト数に到達す
ると、シーケンスクロックを送出してシーケンサ３−２
に与え、次の動作状態へ遷移させる。これと同時に、バ
イトカウンタ３−５のカウント値はリセットされる。リ
ード処理部３−６はＦＤＤ５から読み出されたデータを
変換し、シーケンス制御部３−３からの制御信号にした
がってＣＰＵ１にリードデータを転送する処理を行う。
これと同時にリード処理部３−６はＣＲＣなどのエラー
チェックも行い、また、リードデータからＳＹＮＣを検
出してシーケンサ３−２に対してＳＹＮＣ検出信号を与
える。なお、ＳＹＮＣ検出信号はＦＤＤ５のトラックフ
ォーマットを構成するＩＤフィールド、データフィール
ドの先頭部分のＳＹＮＣパターン（“０”の連続デー
タ）を検出したのち、次のフィールドへの切り替わり時
に発生される。ライト処理部３−７はＣＰＵ１からのラ
イトデータを変換し、シーケンス制御部３−３からの制
御信号にしたがってＦＤＤ５にデータを書き込む処理を
行う。

【０００４】図３はＦＤＤ５のトラックフォーマット
で、ＦＤＤ５に書き込まれているデータの１セクタ分の
構造を示し、周知の如く１つのセクタはＩＤフィール
ド、ギャップ（ＧＡＰ）、データフィールド、ギャップ
とから成り、データフィールドはＳＹＮＣ、ＤＡＭ、デ
ータ、ＣＲＣに区分されている。このセクタが複数個
（８個）がリンク状に連なって１つのトラックが形成さ
れる。図４はＩＤフィールドをデータ構造を示し、ＳＹ
ＮＣ、ＩＤＡＭ、４バイト分のＩＤコードＣＨＲＬ、Ｃ
ＲＣとから成る。

【０００５】いま、ＦＤＤ５のセクタ０１のデータを読
み出す場合、ＦＤＣ３は次の如く動作する。ＣＰＵ１は
適当なタイミングで次々にコマンドレジスタ３−１にコ
マンドを書き込むことによりＦＤＤ５をコントロールす
る。先ず、ＣＰＵ１はコマンドレジスタ３−１にＩＤリ
ード命令を書き込む。いま、ＦＤＤ５の読み出しヘッド
が図４で示したＩＤフィールドのＳＹＮＣ部にあると、
リード処理部３−６からＳＹＮＣ検出信号が発生され、
シーケンサ３−２の状態が先に進み、それによってシー
ケンス制御部３−３が動作してＩＤフィールドからの
Ｃ、Ｈ、Ｒ、Ｌを次々に読み出す動作を行う。ここで、
１バイトのコードが読み出される毎にＣＰＵインターフ
ェース２からＤＭＡ要求信号がＣＰＵ１に出力されるの
で、ＣＰＵ１はＤＭＡ処理によってＩＤコードを内部メ
モリに蓄える。なお、ＩＤＡＭとそれに付随するミッシ
ングクロックとＣＲＣのチェックはリード処理部３−６
で評価され、その結果をＣＰＵ１が読み取る。

【０００６】いま、ＩＤフィールドのＣＲＣコードの読
み込みが終ると、シーケンサ３−２は次のシーケンスへ
と進み、ＧＡＰの読み飛ばしの状態となる。これと同時
にＣＰＵ１にコマンド終了割り込みがかかるので、ＣＰ
Ｕ１はミッシングクロックエラーあるいはＣＲＣエラー
がなかったかを調べ、また、Ｃ、Ｈ、Ｒ、ＬのＩＤコー
ドが処理対象のセレクタのものかどうかを確認してから
データリードコマンドをコマンドレジスタ３−１に書き
込む。すると、ＧＡＰ部の終了に同期してデータフィー
ルドの読み込みシーケンスがスタートする。

【０００７】なお、ＦＤＤ５の読み出しヘッドがＩＤフ
ィールドのＳＹＮＣパターン上になければ、ＳＹＮＣパ
ターンが検出されないが、誤ってＳＹＮＣ検出が行われ
る。ここで、誤ってＳＹＮＣパターンが検出されたとき
はそのままＣＰＵ１がＩＤＡＭを読み出そうとしたとこ
ろでミッシングエラーとなる。また、目的とするセクタ
ではなく他のセクタのＳＹＮＣパターンを検出すると、
異なる他のＩＤコードを読み出してしまい、目的とする
ＩＤコードとは一致しない。このようにエラーやＩＤコ
ードの不一致を検出した場合、ＣＰＵ１は新ためてＩＤ
リード命令をコマンドレジスタ３−１に書き込んでやり
直せばよい。

【０００８】以上のようにしてデータの読み出し動作が
行われるが、データを書き込む場合もデータリードコマ
ンドを書き込む替わりにデータコマンドを書き込めばよ
く動作手順は同様である。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】ところで、以上のよう
な動作手順において、ＣＰＵ１がデータリードあるいは
データライトコマンドをコマンドレジスタ３−１に書き
込むタイミングは、コマンド終了割り込みがかかってか
らＧＡＰの読み飛ばしが終るまでであり、倍密度記録の
場合、２２バイトタイム、すなわちデータ転送速度が２
５０Ｋｂｐｓの場合には０．７ｍｓまでの時間に書き込
まなければならない。このような時間的制約はＣＰＵ１
がＦＤＤ５の制御のみを行っている場合は特に問題では
ないが、ＦＤＤ５の制御と同時に他の作業、例えば通信
制御などを行う場合は両立が難しくなるという問題が残
っていた。この発明の課題は、コマンド発行をＦＤＣに
代替させることによりＣＰＵがＦＤＤを制御するときの
コマンド発行という時間的制約を解消できるようにする
ことである。

【００１０】

【課題を解決するための手段】この発明の手段は次の通
りである。中央演算処理装置からの転送命令に応答して
ディスク装置に対するデータの読み出し／書き込み動作
を制御するディスク制御装置において、 （１）、第１の制御回路はディスク装置のトラックフォ
ーマットに対応する一連の動作状態をその先頭から順次
遷移させて各動作状態に応じた制御を逐次行わせる。こ
の場合、ディスク装置のトラックフォーマットに対応す
る一連の動作状態とはデータリードの場合を例に挙げる
と、コマンド待ち状態、ＳＹＮＣ検出待ち状態、……終
了状態で、この終了状態から再びコマンド待ち状態に復
帰する一連の動作状態である。 （２）、データ量検出回路はデータの読み出し／書き込
み動作時にそのデータ量の検出を行う。この場合、例え
ばデータの読み出し／書き込み動作時のバイト数をカウ
ントすることによってデータ量の検出を行う。 （３）、第２の制御回路はこのデータ量検出回路によっ
て検出されたデータ量が前記一連の動作状態を区分する
各状態区分に相当するデータ量に到達する毎に、その検
出信号を前記第１の制御回路に与えて次の状態に遷移さ
せる。この場合、一連の動作状態を区分する各状態区分
に相当するデータ量は例えばバイト数によって表わされ
ている。 （４）、ＩＤ検出回路は読み出し／書き込み対象である
セクタのＩＤコードを記憶すると共に、このＩＤコード
とディスク装置から読み出されたＩＤコードとを比較
し、両者の一致を検出したらデータの書き込み動作ある
いは読み出し動作の実行を指示し、不一致を検出したら
ディスク装置から再度ＩＤコードの読み出しを指示す
る。

【００１１】

【作用】この発明の手段の作用は次の通りである。ディ
スク装置に対するデータの読み出し／書き込み動作時
に、データ量検出回路はそのデータ量を検出すると共
に、検出されたデータ量が一連の動作状態を区分する各
状態区分に相当するデータ量に到達する毎に、第１の制
御回路はその検出信号を第１の制御回路に与えて次の状
態に遷移させる。この結果、第１の制御回路はディスク
装置のトラックフォーマットに対応する一連の動作状態
をその先頭から順次遷移させて各動作状態に応じた制御
を行わせる。ここで、ＩＤ検出回路は読み出し／書き込
み対象であるセクタのＩＤコードを記憶すると共に、こ
のＩＤコードとディスク装置から読み出されたＩＤコー
ドとを比較し、両者の一致を検出したらデータの書き込
み動作あるいは読み出し動作の実行を指示し、不一致を
検出したらディスク装置から再度ＩＤコードの読み出し
を指示する。これによってＩＤコードが不一致の場合、
ＩＤ検出回路は上述の動作を繰り返す。したがって、コ
マンド発行をＦＤＣに代替させることによりＣＰＵがＦ
ＤＤを制御するときのコマンド発行という時間的制約を
解消することができる。

【００１２】

【実施例】以下、図１を参照して一実施例を説明する。
図１はディスク制御装置のブロック構成図である。ここ
で、本実施例のディスク制御装置は図２で示したディス
ク制御装置にＩＤコード検出部３−８を追加した構成と
なっている。このＩＤコード検出部３−８はその内部に
読み出し／書き込み対象であるセクタのＩＤコードを記
憶するレジスタや対象セクタ検出後にデータの読み出し
を指示する為のフリップフロップや書き込みを指示する
為のフリップフロップおよび、内部レジスタ内のＩＤコ
ードとＦＤＤ５からリード処理部３−６を介して送られ
て来るＩＤコードとを比較するコンパレータを有する構
成となっている。ここで、ミッシングクロックエラーや
ＩＤコードの不一致時に、ＩＤコード検出部３−８はコ
マンドレジスタ３−１に対してＩＤリードコマンドある
いはＩＤライトコマンドを再書き込みし、またエラーで
もなくＩＤコードが一致するとき、ＩＤコード検出部３
−８はコマンドレジスタ３−１に対してデータリードコ
マンドを書き込む。

【００１３】次に、本実施例の動作をＩＤコード検出部
３−８を中心に説明する。いま、上述した図２の説明と
同様にセクタ０１のデータを読み込むものとする。ま
ず、ＣＰＵ１はＩＤコード検出部３−８の内部レジスタ
に目的とするセクタ０１のＩＤコードを書き込むと共に
読み込み指示フリップフロップをセットする。次に、コ
マンドレジスタ３−１にＩＤリードコマンドを書き込ん
でＩＤサーチシーケンスをスタートさせる。ここで、上
述した如く、１つのセクタのデータ構造は図３に示す如
く構成され、そのうちＩＤフィールドの部分は図４に示
す如く構成されている。

【００１４】いま、ＦＤＤ５の読み出しヘッドがたまた
まＩＤフィールドのＳＹＮＣパターン上になければ、Ｓ
ＹＮＣパターンが検出されないが、誤ってＳＹＮＣ検出
が行われる。ここで、誤ってＳＹＮＣパターンが検出さ
れたときにはそのままＩＤＡＭを読み出そうとしたとこ
ろでリード処理部３−６はミッシングエラーを検出す
る。また、目的とするセクタではなく他のセクタのＳＹ
ＮＣパターンを検出すると、異なる他のＩＤコードを読
み出してしまい、予めＩＤコード検出部３−８の内部レ
ジスタに書き込んであるＩＤコード（ＣＨＲＬ）とは一
致しない。

【００１５】このようにエラーやＩＤコードの不一致が
検出されると、ＩＤコード検出部３−８はコマンドレジ
スタ３−１に対してＩＤリードコマンドを再書き込み
し、再びＩＤサーチシーケンスをスタートさせる。これ
によってＦＤＤ５からＩＤコードが読み出され、ＩＤコ
ード検出部３−８でＩＤコードの比較が行われる。この
動作を繰り返すことによっていつかはＦＤＤ５の読み出
しヘッドがセクタ０１におけるＩＤフィールド内のＳＹ
ＮＣパターンに達し、セクタ０１のＩＤコードが読み出
されることになる。

【００１６】その結果、エラーでもなくＩＤコードの一
致が検出される為、ＩＤコード検出部３−８はデータリ
ードを指示するフリップフロップのセット状態によりコ
マンドレジスタ３−１に対してデータリードコマンドを
書き込む。以下、図２で示したデータ読み出し動作と同
様にＦＤＤ５からのデータがＤＭＡ処理によってＣＰＵ
１の内部メモリに転送される。なお、データの書き込み
動作もデータの読み出し動作と略同様に行われる為、そ
の説明は省略する。

【００１７】以上の如く、ディスク装置のトラックフォ
ーマットに沿ってデータの読み出しや書き込みを制御す
る動作をマイクロプログラムで行わず、簡単なロジック
回路のみで実現できる為、回路構成が簡素化され、安価
なディスク装置を提供できる他、コマンド発行をＦＤＣ
に代替させることによりＣＰＵがＦＤＤを制御するとき
のコマンド発行という時間的制約を解消することも可能
である。

【００１８】

【発明の効果】この発明によれば、コマンド発行をＦＤ
Ｃに代替させることによりＣＰＵがＦＤＤを制御すると
きのコマンド発行という時間的制約を解消することがで
きるので、ＣＰＵはＦＤＤの制御と同時に他の作業を行
うことが可能となり、システム全体として処理効率を大
幅に向上させることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】実施例に係るディスク制御装置のブロック構成
図。

【図２】この発明の課題を説明する他のディスク制御装
置を示したブロック構成図。

【図３】ＦＤＤのトラックフォーマットにおける１セク
タ分のデータ構造を示した図。

【図４】図３で示したＩＤフィールドの構成図。

【符号の説明】

１ ＣＰＵ ２ ＣＰＵインターフェース ３ ＦＤＣ ３−１ コマンドレジスタ ３−２ シーケンサ ３−３ シーケンス制御部 ３−４ カウントデータ発生部 ３−５ バイトカウンタ ３−８ ＩＤコード検出部 ４ ＦＤＤインターフェース ５ ＦＤＤ

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】中央演算処理装置からのデータリードコマ
   ンドあるいはデータライトコマンドに応答してディスク
   装置に対するデータの読み出し／書き込み動作を制御す
   るディスク制御装置において、 ディスク装置のトラックフォーマットに対応する一連の
   動作状態をその先頭から順次遷移させて各動作状態に応
   じた制御を逐次行わせる第１の制御回路と、 データの読み出し／書き込み動作時にそのデータ量を検
   出するデータ量検出回路と、 このデータ量検出回路によって検出されたデータ量が前
   記一連の動作状態を区分する各状態区分に相当するデー
   タ量に到達する毎にその検出信号を前記第１の制御回路
   に与えて次の状態に遷移させる第２の制御回路と、 読み出し／書き込み対象であるセクタのＩＤコードを記
   憶すると共に、このＩＤコードとディスク装置から読み
   出されたＩＤコードとを比較し、両者の一致を検出した
   らデータの書き込み動作あるいは読み出し動作の実行を
   指示し、不一致を検出したらディスク装置から再度ＩＤ
   コードの読み出しを指示するＩＤ検出回路と、 を具備したことを特徴とするディスク制御装置。