JPS5940309A - メモリコントロ−ラ - Google Patents
メモリコントロ−ラInfo
- Publication number
- JPS5940309A JPS5940309A JP57151107A JP15110782A JPS5940309A JP S5940309 A JPS5940309 A JP S5940309A JP 57151107 A JP57151107 A JP 57151107A JP 15110782 A JP15110782 A JP 15110782A JP S5940309 A JPS5940309 A JP S5940309A
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- JP
- Japan
- Prior art keywords
- read
- record
- memory
- data
- error
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
- G11B20/1833—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs by adding special lists or symbols to the coded information
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
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】
〔発明の技術分野〕
本発明は磁気ディスク等の第1のメモリから記憶データ
を読出して第2のメモリに転送するメモリコントローラ
に関する。
を読出して第2のメモリに転送するメモリコントローラ
に関する。
磁気ディスク等にデータを記録する場合、第1図(a)
に示すように、メディア上のデータ書込み位置が同一ト
ラックT上においても周囲温度、駆動電圧の変動等に起
因する書込みヘッドの位置ずれによシ各レコード#A〜
#Dごとに位置ずれすることは一般に知られている。例
えば、第1図の場合、レコード#Aは正常であり、#B
と#Dは図面上の上側にずれ、#Cは下側にずれている
。このようなデータ位置のずれは当該磁気ディスクの読
出し動作において読取エラーを発生させることとなる。
に示すように、メディア上のデータ書込み位置が同一ト
ラックT上においても周囲温度、駆動電圧の変動等に起
因する書込みヘッドの位置ずれによシ各レコード#A〜
#Dごとに位置ずれすることは一般に知られている。例
えば、第1図の場合、レコード#Aは正常であり、#B
と#Dは図面上の上側にずれ、#Cは下側にずれている
。このようなデータ位置のずれは当該磁気ディスクの読
出し動作において読取エラーを発生させることとなる。
そこで、このような位置ずれがあっても完全な読取りを
可能とするために、従来の磁気ディスク装置にはオフセ
ット機能が設けられている。オフセット機能とは、読取
ヘッドの位置をトラック1の左右(図上では上下)の方
向へ微動できるようにした機能のことである。このオフ
セット機能はエラーとなったレコードに対する読取りの
朽試行(以下、リトライ)動作とともに用いられる。
可能とするために、従来の磁気ディスク装置にはオフセ
ット機能が設けられている。オフセット機能とは、読取
ヘッドの位置をトラック1の左右(図上では上下)の方
向へ微動できるようにした機能のことである。このオフ
セット機能はエラーとなったレコードに対する読取りの
朽試行(以下、リトライ)動作とともに用いられる。
すなわち、従来では第1図(b)に示すように、レコー
ド位置人から順に#−Dまでれ)L取りを行うとすると
、まずレコード#Aについての6フコ取りは正常である
から、次の#Bの読取りを行う。#Bについてエラーに
なった場合、一旦ヘッドを#Bの頭の位置に戻しヘッド
をトラック1の左(以下の方向という。)へ倣動させて
リトライする。リトライの結果、エラーがなければヘラ
1゛は基準位4Nにもどされ、次のレコード#Cに進め
られ、読取りを行う。そして、#Cについてエラーが生
じた場合、一旦ヘッドを#Cの頭の位11ツに戻しヘッ
ドを■方向に微動させてIJ )ライする。その結果、
さらにエラーが生じた場合は今度はヘッドをトラック1
の右(以下、e方向という。)へ微動させてリトライす
る。以下、同様にして指定読取シデータ長(この例では
、#A〜#D)までリトライとオフセット動作を行う。
ド位置人から順に#−Dまでれ)L取りを行うとすると
、まずレコード#Aについての6フコ取りは正常である
から、次の#Bの読取りを行う。#Bについてエラーに
なった場合、一旦ヘッドを#Bの頭の位置に戻しヘッド
をトラック1の左(以下の方向という。)へ倣動させて
リトライする。リトライの結果、エラーがなければヘラ
1゛は基準位4Nにもどされ、次のレコード#Cに進め
られ、読取りを行う。そして、#Cについてエラーが生
じた場合、一旦ヘッドを#Cの頭の位11ツに戻しヘッ
ドを■方向に微動させてIJ )ライする。その結果、
さらにエラーが生じた場合は今度はヘッドをトラック1
の右(以下、e方向という。)へ微動させてリトライす
る。以下、同様にして指定読取シデータ長(この例では
、#A〜#D)までリトライとオフセット動作を行う。
このように、従来のメモリコントローラはあるレコード
のデータが正常に読めないとそのレコード位置にて読取
りが正常になるまでリトライとオフセット動作を繰返す
、いわばレコード単位にリトライを行うものであった。
のデータが正常に読めないとそのレコード位置にて読取
りが正常になるまでリトライとオフセット動作を繰返す
、いわばレコード単位にリトライを行うものであった。
かかる方式の欠点はオフセット動作ごとにディスクの回
転待ち時間分の無駄時間が生じるため、総合的に読取9
速度が遅くなることである。このことは、メディアの品
質に応じ、位置ずれの多い低品質のメディアはど著しい
こととなる。
転待ち時間分の無駄時間が生じるため、総合的に読取9
速度が遅くなることである。このことは、メディアの品
質に応じ、位置ずれの多い低品質のメディアはど著しい
こととなる。
そこで、本発明は上記従来の欠点を解消し1.メディア
の品質に関係なく高速読出し、転送を可能とするメモリ
コントローラを提供することを目的とする。
の品質に関係なく高速読出し、転送を可能とするメモリ
コントローラを提供することを目的とする。
上記目的を達成するために、本発明によるメモリコント
ローラは、 まず、第1のメモリから指定された読取データ長内に存
在する全てのデータをレコード単位に読取って第2のメ
モリに書込む。
ローラは、 まず、第1のメモリから指定された読取データ長内に存
在する全てのデータをレコード単位に読取って第2のメ
モリに書込む。
次に、読取った各レコードについて読取りのエラーがあ
るか否かを検出し、内部に設けられたメモリ(例えば、
RAM等)の管理テーブルに読取エラー情報を各レコー
ドに対応させてセットする。
るか否かを検出し、内部に設けられたメモリ(例えば、
RAM等)の管理テーブルに読取エラー情報を各レコー
ドに対応させてセットする。
例えば、正常なら論理ゝゝ1″、エラーならばゝゝ0″
というようにセットする。
というようにセットする。
次に、上記管理テーブル内のエラー情報に基づいて第1
のメモリに対する読取りの再試行を行ない、エラーのあ
ったレコードについての再試行データを再び第2のメモ
リに書込んでその内容を更新する。このとき、再試行さ
れたレコードについての読取エラーの存否を検出し、そ
のエラー情報を再び管理テーブルにセットしてその内容
を更新する。
のメモリに対する読取りの再試行を行ない、エラーのあ
ったレコードについての再試行データを再び第2のメモ
リに書込んでその内容を更新する。このとき、再試行さ
れたレコードについての読取エラーの存否を検出し、そ
のエラー情報を再び管理テーブルにセットしてその内容
を更新する。
以下同様にして、順次上記動作を管理テーブル内にエラ
ー情報がなくなるまで(エラーのレコードがなくなるま
で)繰返して行う点に特徴を有する0 以上を要約すると、本発明のメモリコントローラは、従
来のように各レコードごとに再試行して当該レコードの
読取シが正常になった時点で次のレコードに進むという
ものではなく、指定読取データ長を単位として順次エラ
ーの生じたレコードを統一的に再試行処理するものであ
る。したがって、本発明の場合、読取ヘッドの動きに注
目すると、ヘッドはレコード単位に再試行動作するので
はなく全エラーレコードに対応するデータ長を単位とし
て動くものである。
ー情報がなくなるまで(エラーのレコードがなくなるま
で)繰返して行う点に特徴を有する0 以上を要約すると、本発明のメモリコントローラは、従
来のように各レコードごとに再試行して当該レコードの
読取シが正常になった時点で次のレコードに進むという
ものではなく、指定読取データ長を単位として順次エラ
ーの生じたレコードを統一的に再試行処理するものであ
る。したがって、本発明の場合、読取ヘッドの動きに注
目すると、ヘッドはレコード単位に再試行動作するので
はなく全エラーレコードに対応するデータ長を単位とし
て動くものである。
かかる本発明の構成によれば、読取られるべき記憶メデ
ィア(第1のメモリ)の品質にかかわらず、読取時間の
高速化が達成される。すなわち、従来のように各レコー
ドごとに読取動作の中断、再試行を行うことはなく、シ
たがって待ち時間を短縮することができるからである。
ィア(第1のメモリ)の品質にかかわらず、読取時間の
高速化が達成される。すなわち、従来のように各レコー
ドごとに読取動作の中断、再試行を行うことはなく、シ
たがって待ち時間を短縮することができるからである。
以下、本発明を図示する実施例に基づいて詳述する。
第2図に本発明によるメモリコントローラと第1メモリ
、第2メモリとの関係を示す。第2図において、メモリ
コントローラ2は第1のメモリである磁気ディスク装f
iilflから指定された読取データ長L(第1図(a
))内に存在するデータをレコード(又はセクタ)ごと
(第1図(a)1.#A 、 #B 。
、第2メモリとの関係を示す。第2図において、メモリ
コントローラ2は第1のメモリである磁気ディスク装f
iilflから指定された読取データ長L(第1図(a
))内に存在するデータをレコード(又はセクタ)ごと
(第1図(a)1.#A 、 #B 。
4LC,4#D)に読出し、第2のメモリ3に転送して
書込む。メモリコントローラ2には、RAM等を用いた
管理チーグル4が設けられており、各レコード#A〜#
Dに対応してそれぞれの読取エラー情報をセットするよ
うになっている。その読取エラー情報は本実施例におい
ては読取りが正常である場合に論理信号ゝゝ1″、エラ
ーの場合に′j□IIでセットされる。Frj?、取り
が正常であるか否かの判断は、磁気ディスク装置1から
記憶データが脱取られる際に各レコード#A〜#Dごと
に付加されたエラーチェックコードに基づいてメモリコ
ントローラ2によって行われる。
書込む。メモリコントローラ2には、RAM等を用いた
管理チーグル4が設けられており、各レコード#A〜#
Dに対応してそれぞれの読取エラー情報をセットするよ
うになっている。その読取エラー情報は本実施例におい
ては読取りが正常である場合に論理信号ゝゝ1″、エラ
ーの場合に′j□IIでセットされる。Frj?、取り
が正常であるか否かの判断は、磁気ディスク装置1から
記憶データが脱取られる際に各レコード#A〜#Dごと
に付加されたエラーチェックコードに基づいてメモリコ
ントローラ2によって行われる。
次に動作を説明する。メモリコントローラ2に対して例
えばメインシステムのCPU等から読出命令が与えられ
ると、メモリコントローラ2は読取るべきデータ長りや
第2メモリ3への書込みアドレスの設定等の必要なセッ
トアツプを行ない、磁気ディスク装置1に読出しコマン
ドを送る。
えばメインシステムのCPU等から読出命令が与えられ
ると、メモリコントローラ2は読取るべきデータ長りや
第2メモリ3への書込みアドレスの設定等の必要なセッ
トアツプを行ない、磁気ディスク装置1に読出しコマン
ドを送る。
このコマンドにより、磁気ディスク装置1からは順次レ
コード単位で4#A−#Dのデータが読出される。この
読出し時における読取ヘッドの位置は第1図(C)に示
すように基準位置Nである。各レコード#A〜#Dには
それぞれエラーチェックコードが付加されているのでそ
のエラーチェックコードに再づいて各レコードごとに読
取エラー情報が管理テーブル4にセットされる。落1図
(a)の場合、正常に読取れたレコードは#Aのみであ
シ、したがって第3図(a)に示すように管理テーブル
4の内容は#Aのみ「1」で#、B−4pDはすべて「
0」がセットされる。一方、読取られた各データは読取
エラーの有無に関係なく順次第2のメモリ3に書込まれ
る。指定された長さLの全データの転送動作が終了する
と、メモリコントローラ2は管理テーブル4を検査し、
その内容により動作を終了するかIJ )ライ動作に入
るかを決定する。
コード単位で4#A−#Dのデータが読出される。この
読出し時における読取ヘッドの位置は第1図(C)に示
すように基準位置Nである。各レコード#A〜#Dには
それぞれエラーチェックコードが付加されているのでそ
のエラーチェックコードに再づいて各レコードごとに読
取エラー情報が管理テーブル4にセットされる。落1図
(a)の場合、正常に読取れたレコードは#Aのみであ
シ、したがって第3図(a)に示すように管理テーブル
4の内容は#Aのみ「1」で#、B−4pDはすべて「
0」がセットされる。一方、読取られた各データは読取
エラーの有無に関係なく順次第2のメモリ3に書込まれ
る。指定された長さLの全データの転送動作が終了する
と、メモリコントローラ2は管理テーブル4を検査し、
その内容により動作を終了するかIJ )ライ動作に入
るかを決定する。
管理テーブル4の検査の結果、その内容が全てゝゝ1″
の場合は全データが正常に読出されて転送されたことを
意味するから、読出動作を終了する。
の場合は全データが正常に読出されて転送されたことを
意味するから、読出動作を終了する。
しかし、前述のように本実施例の場合はレコード#Aを
除いて全てエラーであるからメモリコントローラ2はリ
トライ動作に入る。
除いて全てエラーであるからメモリコントローラ2はリ
トライ動作に入る。
IJ )ライ動作は先に述べたオフセット動作とともに
行われる。すなわち、第1図(C)に示すように、読取
ヘッドはレコード4#Bの位置まで戻され、■方向に微
動された状態で、再びレコード#B〜#Dの読取シが行
われる。このリトライによるデータにもエラーチェック
コードが付加され、#B〜4#Dのレコードについての
読取エラー情報が管理テーブル4に再びセットされてそ
の内容が更新される。同時にリトライによるデータも第
2のメモリ3に再書込みされ、内容が更新される(第3
図(b))。この1回目のりトライではレコード#Bと
#Dが正常に読出されたので、管理テーブル4の内容は
レコード#Cについてのみ0″である。
行われる。すなわち、第1図(C)に示すように、読取
ヘッドはレコード4#Bの位置まで戻され、■方向に微
動された状態で、再びレコード#B〜#Dの読取シが行
われる。このリトライによるデータにもエラーチェック
コードが付加され、#B〜4#Dのレコードについての
読取エラー情報が管理テーブル4に再びセットされてそ
の内容が更新される。同時にリトライによるデータも第
2のメモリ3に再書込みされ、内容が更新される(第3
図(b))。この1回目のりトライではレコード#Bと
#Dが正常に読出されたので、管理テーブル4の内容は
レコード#Cについてのみ0″である。
そこで、メモリコントローラ2は再リトライ動作に入る
。
。
すガわち、第1図(C)に示すように、読取ヘッドはレ
コード#Cの位置まで戻され、今度はe方向に微動され
た状態で、読取動作が行われる。この再リトライによる
データに付加されたエラーチェックコードの検査の結果
、正常に読出されたものである場合には管理テーブル4
のレコード#、Cの領域にゝゝ1″がセットされ、再リ
トライデータも第2のメモリに再書込みされる(第3図
(C))。これで、指定されたデータ長り内の全てのデ
ータは正常に読取られたことになる。
コード#Cの位置まで戻され、今度はe方向に微動され
た状態で、読取動作が行われる。この再リトライによる
データに付加されたエラーチェックコードの検査の結果
、正常に読出されたものである場合には管理テーブル4
のレコード#、Cの領域にゝゝ1″がセットされ、再リ
トライデータも第2のメモリに再書込みされる(第3図
(C))。これで、指定されたデータ長り内の全てのデ
ータは正常に読取られたことになる。
このように、リトライ動作を各レコード単位に行なうの
ではなく、指定されたデータ長を単位として行うことに
よシ、第1図の例でいえば従来((b)図)のりトライ
方式によれば磁気ディスクの回転待ちが4回必要である
のに対し、本発明((C)図)によれば2回で済むこと
にカリ、正常なデータを得るための時間を著しく短縮す
ることができる。
ではなく、指定されたデータ長を単位として行うことに
よシ、第1図の例でいえば従来((b)図)のりトライ
方式によれば磁気ディスクの回転待ちが4回必要である
のに対し、本発明((C)図)によれば2回で済むこと
にカリ、正常なデータを得るための時間を著しく短縮す
ることができる。
なお、上述の説明では、リトライするのに読取ヘッドを
エラーレコードのうちJ畝も若いレコード#Bまで戻し
、このレコード#Bからリトライを行なったが、その他
のIJ l−ライ方式としては次の態様が考えられる。
エラーレコードのうちJ畝も若いレコード#Bまで戻し
、このレコード#Bからリトライを行なったが、その他
のIJ l−ライ方式としては次の態様が考えられる。
一つはエラーレコードの位置にかかわらず、常に指定読
取データ長の最初のレコードから終り(例えば、4#A
〜OD ) tでをリトライし、第2メモリ3に送るデ
ータt%r埋テーブル4の内容に基づいて1′1″のレ
コードのみを有効データとして書込みを¥[し、他は禁
止する制御を行う方法である。他の方法としては、管理
テーブル4において110″がセットされているレコー
ドのみを読取る方法である。この場合itディスクアド
レス、第2メモリ3への書込みアドレスをメモリコント
ローラ2が設定するようにすればよい。
取データ長の最初のレコードから終り(例えば、4#A
〜OD ) tでをリトライし、第2メモリ3に送るデ
ータt%r埋テーブル4の内容に基づいて1′1″のレ
コードのみを有効データとして書込みを¥[し、他は禁
止する制御を行う方法である。他の方法としては、管理
テーブル4において110″がセットされているレコー
ドのみを読取る方法である。この場合itディスクアド
レス、第2メモリ3への書込みアドレスをメモリコント
ローラ2が設定するようにすればよい。
第1図はレコードの位置すれとオフセット動作との関係
を示す説明図で、(a)にレコードの位置ずれ、(b)
は従来のりトライ方式による読取ヘッドのオフセット動
作、(C)は本発明によるリトライ方式の読取ヘッドの
オフセット動作を示し、第2図(a)〜(C)はメモリ
コントローラの要部およびその第1、第2のメモリとの
関連を示すブロック図である。 1・・・第1のメモリ(磁気ディスク装置)、2・・・
メモリコントローラ、 3・・・第2のメモリ、4・
・・管理テーブル。
を示す説明図で、(a)にレコードの位置ずれ、(b)
は従来のりトライ方式による読取ヘッドのオフセット動
作、(C)は本発明によるリトライ方式の読取ヘッドの
オフセット動作を示し、第2図(a)〜(C)はメモリ
コントローラの要部およびその第1、第2のメモリとの
関連を示すブロック図である。 1・・・第1のメモリ(磁気ディスク装置)、2・・・
メモリコントローラ、 3・・・第2のメモリ、4・
・・管理テーブル。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 第1のメモリからその記憶データを読出して第2のメモ
リに転送するメモリコントローラであって、 指定読取データ長内にある全てのデータをレコード単位
に読取って第2のメモリに書込み、&Jつだ各レコード
についての読取エラーの存否を検出し、そのエラー情報
を内部に有する管理チーグル用のメモリにセットし、 前記管理テーブル内のエラー情報に基づいて第1のメモ
リに対する読取りを再試行することによシェラ−のあっ
たレコードについて再試行データを第2のメモリに更新
記録し、かつ、再試行されたレコードについての読取エ
ラーの存否を検出し、そのエラー情報を前記管理テーブ
ルに更新記録し、以下、全てのエラーレコードがなくな
るまで上記動作を繰返すことを特徴とするメモリコント
ローラ。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP57151107A JPS5940309A (ja) | 1982-08-31 | 1982-08-31 | メモリコントロ−ラ |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP57151107A JPS5940309A (ja) | 1982-08-31 | 1982-08-31 | メモリコントロ−ラ |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS5940309A true JPS5940309A (ja) | 1984-03-06 |
Family
ID=15511499
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP57151107A Pending JPS5940309A (ja) | 1982-08-31 | 1982-08-31 | メモリコントロ−ラ |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS5940309A (ja) |
Cited By (3)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS6145472A (ja) * | 1984-08-08 | 1986-03-05 | Fujitsu Ltd | 磁気テ−プ装置の制御方式 |
JPS62150560A (ja) * | 1985-12-25 | 1987-07-04 | Hitachi Ltd | デイスク再生装置 |
JPH06250796A (ja) * | 1993-02-25 | 1994-09-09 | Nec Corp | 複数トラック一括入出力処理装置 |
-
1982
- 1982-08-31 JP JP57151107A patent/JPS5940309A/ja active Pending
Cited By (4)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS6145472A (ja) * | 1984-08-08 | 1986-03-05 | Fujitsu Ltd | 磁気テ−プ装置の制御方式 |
JPS62150560A (ja) * | 1985-12-25 | 1987-07-04 | Hitachi Ltd | デイスク再生装置 |
JPH0585980B2 (ja) * | 1985-12-25 | 1993-12-09 | Hitachi Ltd | |
JPH06250796A (ja) * | 1993-02-25 | 1994-09-09 | Nec Corp | 複数トラック一括入出力処理装置 |
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