JPH0830397A - 情報記憶装置 - Google Patents
情報記憶装置Info
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- JPH0830397A JPH0830397A JP6189895A JP18989594A JPH0830397A JP H0830397 A JPH0830397 A JP H0830397A JP 6189895 A JP6189895 A JP 6189895A JP 18989594 A JP18989594 A JP 18989594A JP H0830397 A JPH0830397 A JP H0830397A
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- data
- hard disk
- disk drive
- tape
- drive
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- 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
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0866—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches for peripheral storage systems, e.g. disk cache
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- G06F3/0602—Interfaces specially adapted for storage systems specifically adapted to achieve a particular effect
- G06F3/0604—Improving or facilitating administration, e.g. storage management
-
- G—PHYSICS
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- G06F3/0638—Organizing or formatting or addressing of data
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- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
- G06F3/0668—Interfaces specially adapted for storage systems adopting a particular infrastructure
- G06F3/0671—In-line storage system
- G06F3/0673—Single storage device
- G06F3/0682—Tape device
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- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Human Computer Interaction (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Indexing, Searching, Synchronizing, And The Amount Of Synchronization Travel Of Record Carriers (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【目的】 見掛け上ランダムアクセスが可能で、記憶容
量が非常に大きい情報記憶媒体を提供する。 【構成】 テープドライブ１２のデータをランダムアク
セス可能な記憶手段、例えばハードディスクドライブ１
１にロードし、ハードディスクドライブ１１上でデータ
をアクセスする。これにより、実際にアクセスされるの
はハードディスクドライブ１１であるが、ＣＰＵ１側か
らみると、テープドライブ１２を直接アクセスしている
ように見え、ランダムアクセスが可能となる。
量が非常に大きい情報記憶媒体を提供する。 【構成】 テープドライブ１２のデータをランダムアク
セス可能な記憶手段、例えばハードディスクドライブ１
１にロードし、ハードディスクドライブ１１上でデータ
をアクセスする。これにより、実際にアクセスされるの
はハードディスクドライブ１１であるが、ＣＰＵ１側か
らみると、テープドライブ１２を直接アクセスしている
ように見え、ランダムアクセスが可能となる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】この発明は、各種の情報を記憶す
る情報記憶装置に関するもので、特に、見掛け状ランダ
ムアクセス可能なテープ状の情報記憶装置に係わる。
る情報記憶装置に関するもので、特に、見掛け状ランダ
ムアクセス可能なテープ状の情報記憶装置に係わる。
【０００２】
【従来の技術】ビデオ信号をディジタル化し、ＤＣＴを
用いて圧縮して、磁気テープに記録するディジタルＶＴ
Ｒの開発が進められている。ディジタルＶＴＲで用いら
れるテープカセットには、ヘリカルスキャンにより、傾
斜状のトラックが形成される。そして、各トラックには
サブコードエリアが設けられており、トラック番号でト
ラックを管理することができる。このディジタルＶＴＲ
のテープカセットは、本質的にはディジタルデータを記
録するものであるから、ディジタルビデオ信号ばかりで
なく、データ記録用としても用いることができる。
用いて圧縮して、磁気テープに記録するディジタルＶＴ
Ｒの開発が進められている。ディジタルＶＴＲで用いら
れるテープカセットには、ヘリカルスキャンにより、傾
斜状のトラックが形成される。そして、各トラックには
サブコードエリアが設けられており、トラック番号でト
ラックを管理することができる。このディジタルＶＴＲ
のテープカセットは、本質的にはディジタルデータを記
録するものであるから、ディジタルビデオ信号ばかりで
なく、データ記録用としても用いることができる。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】ところが、このような
テープ状の記録媒体は、ランダムアクセスが困難であ
り、トラックに書き込まれているデータをセクタ単位で
アクセスして読み出したり、書き換えたりすることがで
きない。また、テープ状の記録媒体は、記録容量は非常
に大きいが、アクセス速度が遅い。このため、従来、テ
ープ状の記録媒体は、バックアップ用のデータを記録す
るためにのみ用いられている。もし、上述のようなディ
ジタルＶＴＲ用のテープカセットがランダムアクセス可
能であれば、非常に大容量でランダムアクセス可能なス
トレージデバイスが実現できることになり、盛んに利用
されることになると考えられる。
テープ状の記録媒体は、ランダムアクセスが困難であ
り、トラックに書き込まれているデータをセクタ単位で
アクセスして読み出したり、書き換えたりすることがで
きない。また、テープ状の記録媒体は、記録容量は非常
に大きいが、アクセス速度が遅い。このため、従来、テ
ープ状の記録媒体は、バックアップ用のデータを記録す
るためにのみ用いられている。もし、上述のようなディ
ジタルＶＴＲ用のテープカセットがランダムアクセス可
能であれば、非常に大容量でランダムアクセス可能なス
トレージデバイスが実現できることになり、盛んに利用
されることになると考えられる。
【０００４】したがって、この発明の目的は、見掛け状
ランダムアクセスが可能で、記憶容量が非常に大きい情
報記憶媒体を提供することにある。
ランダムアクセスが可能で、記憶容量が非常に大きい情
報記憶媒体を提供することにある。
【０００５】
【課題を解決するための手段】この発明は、テープ状記
録媒体に情報を記録する第１の記憶手段と、ランダムア
クセス可能な第２の記憶手段とを有し、第１の記憶手段
の情報を第２の記憶手段にロードし、第２の記憶手段上
でデータをアクセスするようにした情報記憶装置であ
る。
録媒体に情報を記録する第１の記憶手段と、ランダムア
クセス可能な第２の記憶手段とを有し、第１の記憶手段
の情報を第２の記憶手段にロードし、第２の記憶手段上
でデータをアクセスするようにした情報記憶装置であ
る。
【０００６】
【作用】テープドライブ１２のデータをハードディスク
ドライブ１１にロードし、ハードディスクドライブ１１
上でデータがアクセスされる。そして、ＣＰＵ１側から
は、仮想セクタ番号が入力される。これにより、実際に
アクセスされるのはハードディスクドライブ１１である
が、ＣＰＵ１側からみると、テープドライブ１２を直接
アクセスしているように見え、ランダムアクセスが可能
で、大容量のストレージデバイスが実現できる。
ドライブ１１にロードし、ハードディスクドライブ１１
上でデータがアクセスされる。そして、ＣＰＵ１側から
は、仮想セクタ番号が入力される。これにより、実際に
アクセスされるのはハードディスクドライブ１１である
が、ＣＰＵ１側からみると、テープドライブ１２を直接
アクセスしているように見え、ランダムアクセスが可能
で、大容量のストレージデバイスが実現できる。
【０００７】
【実施例】以下、この発明の一実施例について図面を参
照して説明する。図１は、この発明の一実施例を示すも
のである。
照して説明する。図１は、この発明の一実施例を示すも
のである。
【０００８】図１において、１はＣＰＵ、２はこの発明
が適用されたストレージデバイスである。この発明が適
用されたストレージデバイス２は、ハードディスクドラ
イブ１１と、テープドライブ１２と、バスインターフェ
ース１３と、セクターテーブル１４と、リプレースメン
トアルゴリズム部１５と、ドライブコントロールロジッ
ク１６とを有している。
が適用されたストレージデバイスである。この発明が適
用されたストレージデバイス２は、ハードディスクドラ
イブ１１と、テープドライブ１２と、バスインターフェ
ース１３と、セクターテーブル１４と、リプレースメン
トアルゴリズム部１５と、ドライブコントロールロジッ
ク１６とを有している。
【０００９】ハードディスクドライブ１１は、固定磁気
ディスクにデータを記録するもので、ランダムアクセス
が可能であり、比較的大容量である。テープドライブ１
２は、例えばディジタルＶＴＲのテープカセットを利用
したテープドライブで、サブコードエリアにトラック番
号が記録されており、トラック番号でトラックを管理可
能である。
ディスクにデータを記録するもので、ランダムアクセス
が可能であり、比較的大容量である。テープドライブ１
２は、例えばディジタルＶＴＲのテープカセットを利用
したテープドライブで、サブコードエリアにトラック番
号が記録されており、トラック番号でトラックを管理可
能である。
【００１０】テープドライブ１２の中に保存されたデー
タが読み出されるときは、一旦、ハードディスクドライ
ブ１１に、そのデータが含まれるブロックがロードされ
る。そして、ハードディスク１１上で、データがアクセ
スされる。また、テープドライブ１２にデータが書き込
まれるときは、書き込もうとするテープ上の場所を含む
ブロックのコピーがハードディスクドライブ１１に作ら
れる。そして、このハードディスクドライブ１１上に作
られたブロック中にデータが書き込まれ、これが元のテ
ープ上の場所に書き戻される。
タが読み出されるときは、一旦、ハードディスクドライ
ブ１１に、そのデータが含まれるブロックがロードされ
る。そして、ハードディスク１１上で、データがアクセ
スされる。また、テープドライブ１２にデータが書き込
まれるときは、書き込もうとするテープ上の場所を含む
ブロックのコピーがハードディスクドライブ１１に作ら
れる。そして、このハードディスクドライブ１１上に作
られたブロック中にデータが書き込まれ、これが元のテ
ープ上の場所に書き戻される。
【００１１】バスインターフェース１３は、ＣＰＵ１の
バスと、ストレージデバイス２とを接続するためのもの
である。ＣＰＵ１からは、セクタ番号（仮想セクタ番
号：恰もテープドライブ１２のセクタ番号に見える）を
指定して、データの読み出し／書き込み指令が出力され
る。このデータの読み出し／書き込み指令は、バスイン
ターフェース１３を介して入力される。そして、バスイ
ンターフェース１３を介して、ＣＰＵ１とストレージデ
バイス２との間で、記録データ／再生データのやりとり
がなされる。
バスと、ストレージデバイス２とを接続するためのもの
である。ＣＰＵ１からは、セクタ番号（仮想セクタ番
号：恰もテープドライブ１２のセクタ番号に見える）を
指定して、データの読み出し／書き込み指令が出力され
る。このデータの読み出し／書き込み指令は、バスイン
ターフェース１３を介して入力される。そして、バスイ
ンターフェース１３を介して、ＣＰＵ１とストレージデ
バイス２との間で、記録データ／再生データのやりとり
がなされる。
【００１２】セクタテーブル１４は、仮想セクタ番号
と、ハードディスクドライブ１１上の物理セクタ番号と
の対応関係を示すテーブルである。セクタテーブル１４
により、テープドライブ１２中のデータのどの部分がハ
ードディスクドライブ１１にロードされているのか、ま
た、その両者に入っているデータが同じデータであるか
が管理できる。
と、ハードディスクドライブ１１上の物理セクタ番号と
の対応関係を示すテーブルである。セクタテーブル１４
により、テープドライブ１２中のデータのどの部分がハ
ードディスクドライブ１１にロードされているのか、ま
た、その両者に入っているデータが同じデータであるか
が管理できる。
【００１３】リプレースメントアルゴリズム１５は、テ
ープドライブ１２に保存されているデータのどの部分を
ハードディスクドライブ１１にロードすべきか、あるい
は必要なデータがハードディスクドライブ１１にロード
されていないときに既にロードされているどのデータを
捨てて、必要なデータをロードするかを判断するアルゴ
リズムである。
ープドライブ１２に保存されているデータのどの部分を
ハードディスクドライブ１１にロードすべきか、あるい
は必要なデータがハードディスクドライブ１１にロード
されていないときに既にロードされているどのデータを
捨てて、必要なデータをロードするかを判断するアルゴ
リズムである。
【００１４】ドライブコントロールロジック１６は、ハ
ードディスクバライブ１１にロードされているブロック
の入替えが必要なときに、ハードディスク１１及びテー
プドライブ１２に対し、両者の間でデータの交換をする
ように両者に対して指令するデバイスである。
ードディスクバライブ１１にロードされているブロック
の入替えが必要なときに、ハードディスク１１及びテー
プドライブ１２に対し、両者の間でデータの交換をする
ように両者に対して指令するデバイスである。
【００１５】ＣＰＵ１により、仮想セクタ番号を用い
て、データがアクセスされる。仮想セクタ番号を用いて
データがアクセスされると、この仮想セクタ番号がセク
タテーブル１４に送られ、その仮想セクタ番号を含むブ
ロック番号が既にテープドライブ１２からハードディス
クドライブ１１上にロードされているかどうかが判断さ
れる。ロードされていれば、セクタテーブル１４を用い
て、その仮想セクタ番号に対応するハードディスクドラ
イブ１１の物理セクタ番号が求められる。求められた物
理セクタでハードディスクドライブ１１がアクセスさ
れ、バスインターフェース１３を介して、ＣＰＵ１とハ
ートディスクドライブ１１との間で、データが入出力さ
れる。
て、データがアクセスされる。仮想セクタ番号を用いて
データがアクセスされると、この仮想セクタ番号がセク
タテーブル１４に送られ、その仮想セクタ番号を含むブ
ロック番号が既にテープドライブ１２からハードディス
クドライブ１１上にロードされているかどうかが判断さ
れる。ロードされていれば、セクタテーブル１４を用い
て、その仮想セクタ番号に対応するハードディスクドラ
イブ１１の物理セクタ番号が求められる。求められた物
理セクタでハードディスクドライブ１１がアクセスさ
れ、バスインターフェース１３を介して、ＣＰＵ１とハ
ートディスクドライブ１１との間で、データが入出力さ
れる。
【００１６】仮想セクタ番号を含むブロック番号がロー
ドされていなければ、リプレースメントアルゴリズム部
１５により、必要なデータをロードする場所がハードデ
ィスクドライブ１２上に確保され、セクタテーブル１４
が更新される。そして、その仮想セクタ番号を含むブロ
ックの位置までテープドライブ１２が送られ、テープド
ライブ１２からハードディスクドライブ１１上にそのブ
ロックのデータがロードされる。それから、セクタテー
ブル１４を用いて、その仮想セクタ番号に対応するハー
ドディスクドライブ１１の物理セクタ番号がセクタテー
ブル１４を用いて求められる。求められた物理セクタで
ハードディスクドライブ１１がアクセスされ、バスイン
ターフェース１３を介して、ＣＰＵ１とハートディスク
ドライブ１１との間で、データが入出力される。
ドされていなければ、リプレースメントアルゴリズム部
１５により、必要なデータをロードする場所がハードデ
ィスクドライブ１２上に確保され、セクタテーブル１４
が更新される。そして、その仮想セクタ番号を含むブロ
ックの位置までテープドライブ１２が送られ、テープド
ライブ１２からハードディスクドライブ１１上にそのブ
ロックのデータがロードされる。それから、セクタテー
ブル１４を用いて、その仮想セクタ番号に対応するハー
ドディスクドライブ１１の物理セクタ番号がセクタテー
ブル１４を用いて求められる。求められた物理セクタで
ハードディスクドライブ１１がアクセスされ、バスイン
ターフェース１３を介して、ＣＰＵ１とハートディスク
ドライブ１１との間で、データが入出力される。
【００１７】ハードディスクドライブ１１上で、データ
の書き換えがあったセクタを含むブロックには、Dirty
フラグが立てられる。このDirty フラグが立てられてい
る場合には、ハードディスクドライブ１１からテープド
ライブ１２の元の位置にデータが書き戻される。
の書き換えがあったセクタを含むブロックには、Dirty
フラグが立てられる。このDirty フラグが立てられてい
る場合には、ハードディスクドライブ１１からテープド
ライブ１２の元の位置にデータが書き戻される。
【００１８】このように、この発明の一実施例では、テ
ープドライブ１２のデータがハードディスクドライブ１
１に一旦ロードされて、読み出し／書き込みが行われ
る。そして、ＣＰＵ１側からは、仮想セクタ番号が入力
される。これにより、実際にアクセスされるのはハード
ディスクドライブ１１であるが、ＣＰＵ１側からみる
と、テープドライブ１２を直接アクセスしているように
見える。このようにすることで、ランダムアクセスが可
能で、大容量のストレージデバイスが実現できたことに
なる。
ープドライブ１２のデータがハードディスクドライブ１
１に一旦ロードされて、読み出し／書き込みが行われ
る。そして、ＣＰＵ１側からは、仮想セクタ番号が入力
される。これにより、実際にアクセスされるのはハード
ディスクドライブ１１であるが、ＣＰＵ１側からみる
と、テープドライブ１２を直接アクセスしているように
見える。このようにすることで、ランダムアクセスが可
能で、大容量のストレージデバイスが実現できたことに
なる。
【００１９】図２は、この発明の動作を説明するための
ものである。図２Ｂにおいて、テープドライブ１２のテ
ープには、傾斜トラックが形成される。１トラック当た
りの容量は、例えば、１３．６５Ｋバイトとされてい
る。例えば、１２００トラック分が集まって、ブロック
ｂ１、ｂ２、ｂ３、…とされる。１ブロックの容量は、 １ブロック＝１２００×１３．６５Ｋバイト＝１６Ｍバ
イト となる。
ものである。図２Ｂにおいて、テープドライブ１２のテ
ープには、傾斜トラックが形成される。１トラック当た
りの容量は、例えば、１３．６５Ｋバイトとされてい
る。例えば、１２００トラック分が集まって、ブロック
ｂ１、ｂ２、ｂ３、…とされる。１ブロックの容量は、 １ブロック＝１２００×１３．６５Ｋバイト＝１６Ｍバ
イト となる。
【００２０】ハードディスクドライブ１１は、例えば容
量が２５６Ｍバイトであり、図２Ａに示すように、ブロ
ックＢ１、Ｂ２、Ｂ３、…が設けられる。このブロック
Ｂ１、Ｂ２、Ｂ３、…の容量は、テープ２２のブロック
ｂ１、ｂ２、ｂ３、…（１２００トラック分）の容量と
等しく、１６Ｍバイトとされている。したがって、ハー
ドディスクドライブ１１の容量を２５６Ｍバイトとする
と、ハードディスクドライブ１１には、１６ブロック分
が確保される。ハードディスクドライブ１１の物理セク
タの大きさは、４Ｋバイトとされている。セクタは、ス
トレージに対して読み出し、書き込みを行うときの最小
のデータの単位である。１セクタが４Ｋバイトとする
と、１ブロックは、４０９６セクタとなる。
量が２５６Ｍバイトであり、図２Ａに示すように、ブロ
ックＢ１、Ｂ２、Ｂ３、…が設けられる。このブロック
Ｂ１、Ｂ２、Ｂ３、…の容量は、テープ２２のブロック
ｂ１、ｂ２、ｂ３、…（１２００トラック分）の容量と
等しく、１６Ｍバイトとされている。したがって、ハー
ドディスクドライブ１１の容量を２５６Ｍバイトとする
と、ハードディスクドライブ１１には、１６ブロック分
が確保される。ハードディスクドライブ１１の物理セク
タの大きさは、４Ｋバイトとされている。セクタは、ス
トレージに対して読み出し、書き込みを行うときの最小
のデータの単位である。１セクタが４Ｋバイトとする
と、１ブロックは、４０９６セクタとなる。
【００２１】図３は、セクタテーブル１４の一例であ
る。セクタテーブル１４としては、揮発性のメモリが用
いられる。セクタテーブル１４には、現在ハードディス
クドライブ１２にロードされているデータブロックの番
号がテープ上のどのブロックの番号（すなわちどのトラ
ックからどのトラックまでのブロック）に対応してお
り、それがハードディスクドライブ１２上のどこにロー
ドされているかを管理するために設けられている。な
お、１つのデータブロックを管理している部分を、その
ブロックのテーブルのエントリと呼ぶ。セクタテーブル
１４により、仮想セクタ番号と、ハードディスクドライ
ブ１１上の位置を示す物理セクタ番号との対応づけがな
される。Dirty フラグは、データの書き換えがなされた
かを示すフラグで、「１」のときはデータの書き換えあ
り、「０」のときは、データの書き換えなし、を示して
いる。
る。セクタテーブル１４としては、揮発性のメモリが用
いられる。セクタテーブル１４には、現在ハードディス
クドライブ１２にロードされているデータブロックの番
号がテープ上のどのブロックの番号（すなわちどのトラ
ックからどのトラックまでのブロック）に対応してお
り、それがハードディスクドライブ１２上のどこにロー
ドされているかを管理するために設けられている。な
お、１つのデータブロックを管理している部分を、その
ブロックのテーブルのエントリと呼ぶ。セクタテーブル
１４により、仮想セクタ番号と、ハードディスクドライ
ブ１１上の位置を示す物理セクタ番号との対応づけがな
される。Dirty フラグは、データの書き換えがなされた
かを示すフラグで、「１」のときはデータの書き換えあ
り、「０」のときは、データの書き換えなし、を示して
いる。
【００２２】図４及び図５は、データをアクセスする要
求があったときに行う処理のアルゴリズムである。
求があったときに行う処理のアルゴリズムである。
【００２３】アクセスされるべきデータの仮想セクタ番
号（ｖｓ）及び読み出しか書き込みかの情報が調べられ
る（ステップＳＴ１）。これは、アクセスされるべきデ
ータがすでにハードディスク上にロードされているかど
うかを調べるのと等価である。
号（ｖｓ）及び読み出しか書き込みかの情報が調べられ
る（ステップＳＴ１）。これは、アクセスされるべきデ
ータがすでにハードディスク上にロードされているかど
うかを調べるのと等価である。
【００２４】もし存在すれば、セクタテーブル１４を用
いて、仮想セクタ番号（ｖｓ）に対応する物理セクタ番
号（ｐｓ）が割り出される（ステップＳＴ２）。データ
の読み出しか書き込みかが判断される（ステップＳＴ
３）。読み出しなら、ハードディスクドライブ１１から
データが読み出される（ステップＳＴ４）。書き込みな
ら、ハードディスク１１に対してデータが書き込まれ
（ステップＳＴ５）、データが書き込まれると、あとで
データに書き戻す必要があるかことを示すために、セク
タテーブルの該当するブロックのエントリにDirty フラ
グがセットされる（ステップＳＴ６）。
いて、仮想セクタ番号（ｖｓ）に対応する物理セクタ番
号（ｐｓ）が割り出される（ステップＳＴ２）。データ
の読み出しか書き込みかが判断される（ステップＳＴ
３）。読み出しなら、ハードディスクドライブ１１から
データが読み出される（ステップＳＴ４）。書き込みな
ら、ハードディスク１１に対してデータが書き込まれ
（ステップＳＴ５）、データが書き込まれると、あとで
データに書き戻す必要があるかことを示すために、セク
タテーブルの該当するブロックのエントリにDirty フラ
グがセットされる（ステップＳＴ６）。
【００２５】ステップＳＴ１において、アクセスされる
べきデータがハードディスク上にロードされていなけれ
ば、ハードディスク１１上にアクセスされるべきセクタ
を含むブロックを新たにテープドライブ１２からハード
ディスク１１にロードする必要がある。ハードディスク
１１上にロードできるブロック数は一定であるから、セ
クタテーブル１４の全てのエントリが埋まっていれば、
ハードディスクドライブ１１上のブロックのうちの１つ
が捨てられ、その場所に必要なブロックがロードされ
る。
べきデータがハードディスク上にロードされていなけれ
ば、ハードディスク１１上にアクセスされるべきセクタ
を含むブロックを新たにテープドライブ１２からハード
ディスク１１にロードする必要がある。ハードディスク
１１上にロードできるブロック数は一定であるから、セ
クタテーブル１４の全てのエントリが埋まっていれば、
ハードディスクドライブ１１上のブロックのうちの１つ
が捨てられ、その場所に必要なブロックがロードされ
る。
【００２６】ステップＳＴ１において、アクセスされる
べきデータがハードディスクドライブ１１上にロードさ
れていなければ、リプレースメントアルゴリズムによ
り、セクタテーブル１４上のブロックエントリから、使
われる可能性の少ないブロックが選ばれる（ステップＳ
Ｔ７）。そして、そこにDirty フラグがセットされてい
るかどうかが判断される（ステップＳＴ８）。Dirty が
セットされていれば、そのブロックのデータをテープに
書き戻させる（ステップＳＴ９）。
べきデータがハードディスクドライブ１１上にロードさ
れていなければ、リプレースメントアルゴリズムによ
り、セクタテーブル１４上のブロックエントリから、使
われる可能性の少ないブロックが選ばれる（ステップＳ
Ｔ７）。そして、そこにDirty フラグがセットされてい
るかどうかが判断される（ステップＳＴ８）。Dirty が
セットされていれば、そのブロックのデータをテープに
書き戻させる（ステップＳＴ９）。
【００２７】次に、確保された場所に必要なブロックが
ロードされ（ステップＳＴ１０）、セクタテーブルが更
新される（ステップＳＴ１１）。なお、セクタテーブル
の内容は、電源が切られたときのために、ハードディス
ク上にコピーされる（ステップＳＴ１２）。それから、
ステップＳＴ２に行く。
ロードされ（ステップＳＴ１０）、セクタテーブルが更
新される（ステップＳＴ１１）。なお、セクタテーブル
の内容は、電源が切られたときのために、ハードディス
ク上にコピーされる（ステップＳＴ１２）。それから、
ステップＳＴ２に行く。
【００２８】図６は、テープをテープドライブからイジ
ェクトするときのアルゴリズムである。セクタテーブル
中にエントリがあるかどうかが判断され（ステップＳＴ
２１）、エントリがあれば、そのエントリが取り出され
る（ステップＳＴ２２）。Dirty フラグがセットされて
いるかどうかが判断され（ステップＳＴ２３）、Dirty
フラグのセットされていれば、テープ上にそのブロック
のデータが書き戻され（ステップＳＴ２４）、エントリ
が削除される（ステップＳＴ２５）。Dirty フラグのセ
ットされていなければ、エントリが削除される。このよ
うにして、セクタテーブル１４のブロックのエントリの
中で、Dirty フラグのセットされた全てのブロックがテ
ープ上に書き戻される。全てのブロックがテープ上に書
き戻されたら、テーブルの内容がハードディスクドライ
ブに記憶され（ステップＳＴ２６）、それから、イシジ
ェクトが行われる（ステップＳＴ２７）。
ェクトするときのアルゴリズムである。セクタテーブル
中にエントリがあるかどうかが判断され（ステップＳＴ
２１）、エントリがあれば、そのエントリが取り出され
る（ステップＳＴ２２）。Dirty フラグがセットされて
いるかどうかが判断され（ステップＳＴ２３）、Dirty
フラグのセットされていれば、テープ上にそのブロック
のデータが書き戻され（ステップＳＴ２４）、エントリ
が削除される（ステップＳＴ２５）。Dirty フラグのセ
ットされていなければ、エントリが削除される。このよ
うにして、セクタテーブル１４のブロックのエントリの
中で、Dirty フラグのセットされた全てのブロックがテ
ープ上に書き戻される。全てのブロックがテープ上に書
き戻されたら、テーブルの内容がハードディスクドライ
ブに記憶され（ステップＳＴ２６）、それから、イシジ
ェクトが行われる（ステップＳＴ２７）。
【００２９】図７は、電源を投入したときのアルゴリズ
ムである。電源が投入されると、ハードディスクバライ
ブから、テーブルの内容が読み出される（ステップＳＴ
３１）。これが揮発性メモリであるセクタテーブル１４
に読み込まれる。
ムである。電源が投入されると、ハードディスクバライ
ブから、テーブルの内容が読み出される（ステップＳＴ
３１）。これが揮発性メモリであるセクタテーブル１４
に読み込まれる。
【００３０】なお、上述の一実施例では、テープドライ
ブ１２のデータをハードディスクドライブ１１にロード
するようにしているが、ハードディスクドライブ１１の
代わりとして、ランダムアクセスが可能で、比較的大容
量のストレージデバイスなら、どのようなものでも利用
可能である。例えば、ハードディスクドライブ１１の代
わりに、光磁気ディスクドライブを用いることができ
る。
ブ１２のデータをハードディスクドライブ１１にロード
するようにしているが、ハードディスクドライブ１１の
代わりとして、ランダムアクセスが可能で、比較的大容
量のストレージデバイスなら、どのようなものでも利用
可能である。例えば、ハードディスクドライブ１１の代
わりに、光磁気ディスクドライブを用いることができ
る。
【００３１】
【発明の効果】この発明によれば、テープドライブ１２
のデータをハードディスクドライブ１１にロードし、ハ
ードディスクドライブ１１上でデータがアクセスされ
る。そして、ＣＰＵ１側からは、仮想セクタ番号が入力
される。これにより、実際にアクセスされるのはハード
ディスクドライブ１１であるが、ＣＰＵ１側からみる
と、テープドライブ１２を直接アクセスしているように
見え、ランダムアクセスが可能で、大容量のストレージ
デバイスが実現できる。
のデータをハードディスクドライブ１１にロードし、ハ
ードディスクドライブ１１上でデータがアクセスされ
る。そして、ＣＰＵ１側からは、仮想セクタ番号が入力
される。これにより、実際にアクセスされるのはハード
ディスクドライブ１１であるが、ＣＰＵ１側からみる
と、テープドライブ１２を直接アクセスしているように
見え、ランダムアクセスが可能で、大容量のストレージ
デバイスが実現できる。
【図１】この発明の一実施例のブロック図である。
【図２】この発明の一実施例の説明に用いる略線図であ
る。
る。
【図３】この発明の一実施例の説明に用いる略線図であ
る。
る。
【図４】この発明の一実施例の説明に用いるフローチャ
ートである。
ートである。
【図５】この発明の一実施例の説明に用いるフローチャ
ートである。
ートである。
【図６】この発明の一実施例の説明に用いるフローチャ
ートである。
ートである。
【図７】この発明の一実施例の説明に用いるフローチャ
ートである。
ートである。
１ ＣＰＵ ２ ストレージデバイス １１ ハードディスクドライブ １２ テープドライブ １４ セクタテーブル
Claims (2)
- 【請求項１】 テープ状記録媒体に情報を記録する第１
の記憶手段と、 ランダムアクセス可能な第２の記憶手段とを有し、 上記第１の記憶手段の情報を上記第２の記憶手段にロー
ドし、上記第２の記憶手段上でデータをアクセスするよ
うにした情報記憶装置。 - 【請求項２】 更に、入力される仮想セクタ番号を、上
記第２の記憶手段の物理セクタ番号に変換する変換テー
ブルを備えるようにした請求項１記載の情報記憶装置。
Priority Applications (8)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6189895A JPH0830397A (ja) | 1994-07-20 | 1994-07-20 | 情報記憶装置 |
| EP95304789A EP0693727A1 (en) | 1994-07-20 | 1995-07-10 | Information storage device comprising a magnetic tape recorder and a hard disc drive |
| MYPI95001948A MY114525A (en) | 1994-07-20 | 1995-07-12 | Apparatus and method for randomly accessing sequential access storage |
| US08/501,828 US5724541A (en) | 1994-07-20 | 1995-07-13 | Apparatus and method for randomly accessing sequential access storage |
| AU24996/95A AU698566B2 (en) | 1994-07-20 | 1995-07-13 | Information storage device |
| CA002153938A CA2153938C (en) | 1994-07-20 | 1995-07-14 | Apparatus and method for randomly accessing sequential access storage |
| CN95108942A CN1101035C (zh) | 1994-07-20 | 1995-07-19 | 信息存储设备和方法 |
| KR1019950021263A KR100390228B1 (ko) | 1994-07-20 | 1995-07-20 | 정보기억장치및정보기억방법 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6189895A JPH0830397A (ja) | 1994-07-20 | 1994-07-20 | 情報記憶装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0830397A true JPH0830397A (ja) | 1996-02-02 |
Family
ID=16248991
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6189895A Pending JPH0830397A (ja) | 1994-07-20 | 1994-07-20 | 情報記憶装置 |
Country Status (8)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5724541A (ja) |
| EP (1) | EP0693727A1 (ja) |
| JP (1) | JPH0830397A (ja) |
| KR (1) | KR100390228B1 (ja) |
| CN (1) | CN1101035C (ja) |
| AU (1) | AU698566B2 (ja) |
| CA (1) | CA2153938C (ja) |
| MY (1) | MY114525A (ja) |
Cited By (3)
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| JP2010170295A (ja) * | 2009-01-22 | 2010-08-05 | Fujitsu Ltd | 記憶装置、記憶装置のデータ転送方法 |
| US9632949B2 (en) | 2014-10-28 | 2017-04-25 | International Business Machines Corporation | Storage management method, storage management system, computer system, and program |
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| JP3140384B2 (ja) * | 1995-12-01 | 2001-03-05 | エル エス アイ ロジック コーポレーション | ビデオ伝送方法及びデータ処理システム |
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| US7200859B1 (en) | 2000-11-22 | 2007-04-03 | Digeo, Inc. | Apparatus and method for intelligent multimedia compression and distribution |
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| US7093277B2 (en) | 2001-05-30 | 2006-08-15 | Digeo, Inc. | System and method for improved multi-stream multimedia transmission and processing |
| US7386129B2 (en) | 2001-05-30 | 2008-06-10 | Digeo, Inc. | System and method for multimedia content simulcast |
| US7463737B2 (en) | 2001-08-15 | 2008-12-09 | Digeo, Inc. | System and method for conditional access key encryption |
| US6636942B2 (en) | 2001-10-05 | 2003-10-21 | International Business Machines Corporation | Storage structure for storing formatted data on a random access medium |
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| US5455926A (en) * | 1988-04-05 | 1995-10-03 | Data/Ware Development, Inc. | Virtual addressing of optical storage media as magnetic tape equivalents |
| US5363487A (en) * | 1989-08-29 | 1994-11-08 | Microsoft Corporation | Method and system for dynamic volume tracking in an installable file system |
| US5371885A (en) * | 1989-08-29 | 1994-12-06 | Microsoft Corporation | High performance file system |
| US5210866A (en) * | 1990-09-12 | 1993-05-11 | Storage Technology Corporation | Incremental disk backup system for a dynamically mapped data storage subsystem |
| US5155835A (en) * | 1990-11-19 | 1992-10-13 | Storage Technology Corporation | Multilevel, hierarchical, dynamically mapped data storage subsystem |
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| US5394534A (en) * | 1992-09-11 | 1995-02-28 | International Business Machines Corporation | Data compression/decompression and storage of compressed and uncompressed data on a same removable data storage medium |
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| US5515502A (en) * | 1993-09-30 | 1996-05-07 | Sybase, Inc. | Data backup system with methods for stripe affinity backup to multiple archive devices |
-
1994
- 1994-07-20 JP JP6189895A patent/JPH0830397A/ja active Pending
-
1995
- 1995-07-10 EP EP95304789A patent/EP0693727A1/en not_active Withdrawn
- 1995-07-12 MY MYPI95001948A patent/MY114525A/en unknown
- 1995-07-13 AU AU24996/95A patent/AU698566B2/en not_active Ceased
- 1995-07-13 US US08/501,828 patent/US5724541A/en not_active Expired - Lifetime
- 1995-07-14 CA CA002153938A patent/CA2153938C/en not_active Expired - Fee Related
- 1995-07-19 CN CN95108942A patent/CN1101035C/zh not_active Expired - Fee Related
- 1995-07-20 KR KR1019950021263A patent/KR100390228B1/ko not_active Expired - Fee Related
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Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| CA2153938C (en) | 2005-10-04 |
| CN1101035C (zh) | 2003-02-05 |
| MY114525A (en) | 2002-11-30 |
| KR960005564A (ko) | 1996-02-23 |
| CN1120204A (zh) | 1996-04-10 |
| AU2499695A (en) | 1996-02-01 |
| US5724541A (en) | 1998-03-03 |
| EP0693727A1 (en) | 1996-01-24 |
| KR100390228B1 (ko) | 2003-09-19 |
| AU698566B2 (en) | 1998-11-05 |
| CA2153938A1 (en) | 1996-01-21 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20040120 |