【発明の詳細な説明】〔産業上の利用分野〕本発明は、計算機システムにおける外部記憶装置へのア
クセスに関する。DETAILED DESCRIPTION OF THE INVENTION [Field of Industrial Application] The present invention relates to access to an external storage device in a computer system.
従来、外部記憶装置である磁気ディスク装置について、
アクセス速度を向上するために、主メモリと磁気ディス
ク装置との間にディスクキャッシュと呼ばれるバッファ
メモリを設ける場合があった。Conventionally, regarding magnetic disk devices, which are external storage devices,
In order to improve access speed, a buffer memory called a disk cache is sometimes provided between the main memory and the magnetic disk device.
ディスクキャッシュは、磁気ディスク装置から読み出さ
れたファイルまたは磁気ディスク装置へ書き込まれたフ
ァイルを一時的に記憶しておき、再度のアクセス時には
、該ディスクキャッシュに記憶しておいたファイルに対
してアクセスすることにより、アクセス時間を短縮する
ために設けられたものである。A disk cache temporarily stores files read from or written to a magnetic disk device, and when accessed again, the files stored in the disk cache are accessed. This is provided to shorten access time by doing so.
ディスクキャッシュの制御に関しては、特開昭５５−１
５７０５２号公報等に詳細が記載されている。Regarding disk cache control, see Japanese Patent Application Laid-Open No. 55-1
Details are described in Publication No. 57052 and the like.
上記従来技術は、あるファイルに対する１回目のアクセ
ス時には、必ず磁気ディスク装置に対してアクセスしな
ければならず、また、同一のファイルを頻繁にアクセス
しないプログラムに対しては、ディスクキャッシュの効
果が少なかった。In the above conventional technology, the first access to a certain file always requires accessing the magnetic disk device, and the disk cache has little effect on programs that do not frequently access the same file. Ta.
本発明の目的は、同一のファイルを頻繁にアクセスしな
いプログラムに対してもディスクキャッシュの効果を維
持して、アクセス速度を向上させることにある。An object of the present invention is to improve the access speed by maintaining the effectiveness of the disk cache even for programs that do not frequently access the same file.
上記目的を達成するために、本発明の計算機システムは
、演算装置が外部記憶装置内のファイルをアクセスする
予定を通知する手段と、上記ファイルアクセス予定通知
手段により通知されたファイルアクセス予定を記憶する
手段と、上記ファイルアクセス予定記憶手段に記憶され
たファイルアクセス予定に従って、アクセスの予定され
ているファイルを、予め上記外部記憶装置の記憶媒体か
ら上記外部記憶装置のキャッシュメモリ上に複写する手
段とを設けている。In order to achieve the above object, the computer system of the present invention includes means for notifying a schedule for a computing device to access a file in an external storage device, and storing the file access schedule notified by the file access schedule notification means. and means for copying in advance a file scheduled to be accessed from a storage medium of the external storage device onto a cache memory of the external storage device according to the file access schedule stored in the file access schedule storage device. It is set up.
例えば、上記ファイルアクセス予定通知手段は上記演算
装置内に設けられ、上記ファイルアクセス予定記憶手段
および上記ファイル複写手段は上記外部記憶装置内に設
けられる・また、例えば、上記ファイルアクセス予定記憶手段に記
憶されたファイルアクセス予定の内容は、アクセスの予
定されているファイルのファイル名。For example, the file access schedule notifying means is provided in the computing device, and the file access schedule storage means and the file copying means are provided in the external storage device. The content of the file access schedule is the file name of the file that is scheduled to be accessed.
アクセス順序およびアクセス回数とすることができる。It can be an access order and an access count.
このとき、上記ファイル複写手段は、上記アクセス順序
の順に、上記ファイル名で指定されるファイルの全部ま
たは先頭からの一部を、上記外部記憶装置の記憶媒体か
らキャッシュメモリ上に複写し、また、上記アクセス回
数が１回のみのファイルについては、アクセス後にキャ
ッシュメモリ上から消去するようにすることができる。At this time, the file copying means copies all or part of the file specified by the file name from the storage medium of the external storage device onto the cache memory in the access order, and Files that have been accessed only once can be erased from the cache memory after being accessed.
上記ファイルアクセス予定通知手段は、上記演算装置に
よる一連のプログラムのの実行開始時に、ファイルアク
セス予定を通知する。The file access schedule notification means notifies the file access schedule when the arithmetic device starts executing a series of programs.
上記ファイルアクセス予定記憶手段は、通知されたファ
イルアクセス予定を記憶し、上記ファイル複写手段は、
上記ファイルアクセス予定に従って、アクセスの予定さ
れているファイルを、予め外部記憶装置の記憶媒体から
キャッシュメモリ上に複写しておく。The file access schedule storage means stores the notified file access schedule, and the file copying means includes:
According to the file access schedule, the file to be accessed is copied in advance from the storage medium of the external storage device onto the cache memory.
これにより、主記憶装置へのファイル転送時には、上記
キャッシュメモリから転送することによリ、アクセス速
度を向上することが可能となる。Thereby, when transferring a file to the main storage device, it is possible to improve the access speed by transferring from the cache memory.
また、上記ファイル複写手段が、アクセス回数が工回の
みのファイルを、アクセス後にキャッシュメモリ上から
消去するようにすれば、キャッシュメモリを有効に使用
することができ、このことは、逆に言えば、アクセス回
数が複数回のファイルがキャッシュメモリ上に残される
ことになるので、外部記憶装置の記憶媒体から読み出す
回数を節約することができる。Furthermore, if the file copying means described above erases a file that has been accessed only once from the cache memory after being accessed, the cache memory can be used effectively; Since files that have been accessed multiple times are left in the cache memory, the number of times they are read from the storage medium of the external storage device can be reduced.
以下、本発明の実施例について図面を参照して説明する
。Embodiments of the present invention will be described below with reference to the drawings.
まず、本発明の第１の実施例を第１図、第２図。First, a first embodiment of the present invention is shown in FIGS. 1 and 2.
第３図および第４図により説明する。This will be explained with reference to FIGS. 3 and 4.
第１図は本発明の第１の実施例の構成を示すブロック図
である。FIG. 1 is a block diagram showing the configuration of a first embodiment of the present invention.
彫工図において、１００は中央演算装置（以下、ＣＰＵ
と称す。） 、１０１は主メモリ、１０２は表示部、１
０３はハードディスクインタフェイス（以下、ＨＤＩＦ
と称す。）、１０４はホストインタフェイス（以下、Ｈ
Ｏ８ＴＩＦと称す。）、１０５はマイクロプロセッサ（
以下、ＭＰＵと称す。）、１０６はローカルメモリ、１
０７はバッファメモリ、１０８はハードディスクコント
ローラ（以下、ＨＤＣと称す。）、１０９はハードディ
スクアセンブリ（以下、ＨＤＡと称す。）である。In the engraving diagram, 100 is the central processing unit (hereinafter referred to as CPU).
It is called. ), 101 is the main memory, 102 is the display section, 1
03 is a hard disk interface (hereinafter referred to as HDIF)
It is called. ), 104 is a host interface (hereinafter referred to as H
It is called O8TIF. ), 105 is a microprocessor (
Hereinafter, it will be referred to as MPU. ), 106 is local memory, 1
07 is a buffer memory, 108 is a hard disk controller (hereinafter referred to as HDC), and 109 is a hard disk assembly (hereinafter referred to as HDA).
ＣＰ Ｕｌｏｏ、主メモリ１０１２表示部１０２および
ＨＤＩＦ１０３をホスト装置１１１と呼び、ＨＯ３ＴＩ
Ｆ１０４． ＭＰＵ１０５．ローカルメモリ１０６．バ
ッファメモリ１０７． ＨＤＣ１０８およびＨＤ Ａ
１０９をハードディスク装置１１２（以下、ＨＤＤと称
す。）と呼ぶ。CP Uloo, main memory 1012 display unit 102 and HDIF 103 are called host device 111, and HO3TI
F104. MPU105. Local memory 106. Buffer memory 107. HDC108 and HD A
109 is called a hard disk device 112 (hereinafter referred to as HDD).
ＣＰＵ１００は、ＨＤＩＦ１０３を通じて、ＨＤＤ１１
２へ読み出し／書き込み等の命令とファイルアクセス予
定表とを送り、主メモリ１０１とＨＤ Ｄ １１２との
間のファイル転送を行う。The CPU 100 connects the HDD 11 through the HDIF 103.
The HDD 112 transfers files between the main memory 101 and the HDD 112 by sending commands such as read/write commands and a file access schedule to the HDD 112.
ＨＯＳ Ｔ Ｉ Ｆ２Ｏ３は、ＨＤＩＦ１０３を通じて
送られる命令とファイルアクセス予定表とを受は取り、
ＭＰＵ１０５へ転送する。さらに、ＨＤＤＩＦ１０３と
バッファメモリとの間のファイル転送を行う。HOS T I F2O3 receives and receives commands and file access schedules sent through HDIF103,
Transfer to MPU 105. Furthermore, file transfer is performed between the HDD IF 103 and the buffer memory.
Ｍ Ｐ Ｕ １０５は、ＨＯＳ Ｔ Ｉ Ｆ２Ｏ３およ
びＨＤＣ１０８の制御と、バッファメモリ１０７内のフ
ァイル管理を行う。The MPU 105 controls the HOST I F2O3 and the HDC 108, and manages files in the buffer memory 107.
ローカルメモリ１０６は、ファイルアクセス予定表とバ
ッファメモリ１０７内のファイル管理用のデータとを記
憶する。Local memory 106 stores a file access schedule and data for file management in buffer memory 107.
ＨＤ Ｃ１０８は、ＨＤＡ１０９の制御と、バッファメ
モリ１０７とＨＤ Ａ １０９との間のファイル転送を
行う。The HD C 108 controls the HDA 109 and transfers files between the buffer memory 107 and the HD A 109.
ＨＤＡ１０９は、ファイルを磁気的に記憶する。HDA 109 stores files magnetically.
バッファメモリ１０７は、半導体メモリであり、ＨＤ
Ａ １０９に比べて、アクセスに要する時間が短い。The buffer memory 107 is a semiconductor memory, and
Compared to A109, the time required for access is shorter.
第２図はプログラムのＨＤ Ａ １０９内での記録フォ
ーマットを示す図である。FIG. 2 is a diagram showing the recording format of the program within the HD A 109.
第２図において、ＣＰＵ１００の動作を示すプログラム
コード１２３の前に、プログラムコードの開始番地、主
メモリ１０１への格納番地、プログラムのサイズ、プロ
グラム実行時に必要なワークメモリの容量を示すヘッダ
１２１と、プログラムの実行時にアクセスするファイル
のアクセス予定表１２２とが付加されている。In FIG. 2, in front of the program code 123 indicating the operation of the CPU 100, there is a header 121 indicating the start address of the program code, the storage address in the main memory 101, the size of the program, and the capacity of work memory necessary for executing the program. An access schedule 122 of files accessed during program execution is also added.
アクセス予定表１２２は、（表１）に示すように、ファ
イルの転送順序、転送するファイル名、ファイルのサイ
ズ、ファイルの転送方向およびファイルの転送回数を示
している。As shown in Table 1, the access schedule 122 indicates the file transfer order, file name to be transferred, file size, file transfer direction, and number of file transfers.
（表土）ここで、転送方向は、“Ｏ”がＨＤ Ｄ １１２からホ
スト装置１１１への転送、すなわち、ファイルの読み出
しを示し、ｔｔ １ ｕがホスト装置１１１からＨＤ
Ｄ １１２への転送、すなわち、ファイルの書き込みを
示す。転送回数は、アクセスの回数であり、例えば、ｉ
ｔ １ ｔｔでは１回のアクセス、′２”では２回のア
クセスを示す。(Top soil) Here, in the transfer direction, “O” indicates transfer from the HDD 112 to the host device 111, that is, file reading, and tt1u indicates transfer from the host device 111 to the HD
D indicates transfer to 112, ie, writing of a file. The number of transfers is the number of accesses, for example, i
t 1 tt indicates one access, and '2' indicates two accesses.
ただし、Ｉｔ ＯＩｔは不定回のアクセスを示すものと
する。However, it is assumed that It OIt indicates an undefined number of accesses.
アクセス予定表１２２は、プログラムの開発時に、プロ
グラムの動作を追って作成しておくものである。The access schedule 122 is created in advance to track the operation of the program during program development.
第３図はバッファメモリ１０７の分割方法を示す図であ
る。FIG. 3 is a diagram showing a method of dividing the buffer memory 107.
本実施例においては、第３図に示すように、バッファメ
モリ１０７の記憶領域を４等分して、汎用領域１３０と
、ホスト装置１１１からのアクセス要求より先にファイ
ルを読み出すための３つの専用領域である第（先読領域
１３１．第２先読領域１３２および第２先読領域１３３
とに分割する。In this embodiment, as shown in FIG. 3, the storage area of the buffer memory 107 is divided into four equal parts, including a general-purpose area 130 and three dedicated areas for reading files prior to an access request from the host device 111. The second (pre-read area 131, second pre-read area 132 and second pre-read area 133)
Divide into.
説明のため、工つの領域の容量を１６にバイトとし、フ
ァイルＡ、Ｂ、Ｃ，Ｅのサイズを１６にバイトとし、フ
ァイルＤのサイズを４０にバイトとする。For the sake of explanation, it is assumed that the capacity of the work area is 16 bytes, the sizes of files A, B, C, and E are 16 bytes, and the size of file D is 40 bytes.
次に、第４図を用いて第１の実施例の動作を説明する。Next, the operation of the first embodiment will be explained using FIG.
時刻１０では、ホスト装置１１１は、オペレーティング
システムプログラム（以下、Ｏ８と称す。）を実行して
いる。At time 10, the host device 111 is running an operating system program (hereinafter referred to as O8).
時刻ｔ１で、ホスト装置１１１がＨＤ Ｄ １１２ヘア
プリケーシヨンプログラム（以下、ＡＰと称す。）コー
ドの送信を要求すると、ＨＤ Ｄ １１２内では、ＨＤ
Ｃ１０８がＨＤ Ａ １０９からＡＰコードを読み出
して、バッファメモリ１０７の汎用領域１３０へ転送す
る。At time t1, when the host device 111 requests transmission of an HDD 112 hair application program (hereinafter referred to as AP) code, in the HDD 112, the HDD
The C 108 reads the AP code from the HD A 109 and transfers it to the general-purpose area 130 of the buffer memory 107 .
さらに、ＨＯＳ Ｔ Ｉ Ｆ２Ｏ３がバッファメモリ１
０７の汎用領域１３０からＡＰコードをホスト装置１１
１へ転送する。Furthermore, HOS T I F2O3 has buffer memory 1
The AP code is sent from the general-purpose area 130 of 07 to the host device 11.
Transfer to 1.
時刻ｔ２で、ＡＰコードの転送が終了すると、ホスト装
置１１１は、Ｏ８の制御に従い、（表１）に示すアクセ
ス予定表をＨＤ Ｄ １１２へ送信する。At time t2, when the transfer of the AP code is completed, the host device 111 transmits the access schedule shown in (Table 1) to the HDD 112 under the control of O8.
時刻ｔ３で、アクセス予定表の送信が終了し、ホスト装
置１１１は、ＡＰの実行を開始し、ＨＤＤ１１２は、ア
クセス予定表の順序に従い、ファイルＡをＨＤＡ１０９
からバッファメモリ１０７の第１先読領域１３１へ読み
出し、ファイルＢを第２先読領域１３２へ読み出し、フ
ァイルＣを第３先読領域１３３へ読み出す。At time t3, the transmission of the access schedule is completed, the host device 111 starts executing the AP, and the HDD 112 transfers the file A to the HDA 109 according to the order of the access schedule.
The file B is read from the first pre-read area 131 of the buffer memory 107, the file B is read from the second pre-read area 132, and the file C is read from the third pre-read area 133.
時刻ｔ４で、ファイルＡをＨＤＤ１１２から読み出すた
めに、ホスト装置１ｉ１１１の制御は一時Ｏ８に移り、
ホスト装置１１１は、ＨＤＤ１１２へファイルＡの送信
を要求する。ＨＤＤ１１２は、ＨＯ３ＴＩＦ１０４を起
動し、バッファメモリ１０７の第１先読領域１３１から
ファイルＡをホスト装置１１１へ転送する。At time t4, control of the host device 1i111 is temporarily transferred to O8 in order to read file A from the HDD 112.
The host device 111 requests the HDD 112 to send file A. The HDD 112 activates the HO3TIF 104 and transfers the file A from the first read-ahead area 131 of the buffer memory 107 to the host device 111.
時刻ｔ５で、ファイルＡの転送が終了すると、ホスト装
置１１１の制御はＡＰに戻る。（表１）に示すように、
ファイルＡは１回のみのアクセスであるので、第１先読
領域１３１内のファイルＡは消去され、ＨＤ Ｄ １１
２は第１先読領域１３１ヘフアイルＤの前半の１６にバ
イトをＨＤ Ａ １０９から読み出す。At time t5, when the transfer of file A ends, control of the host device 111 returns to the AP. As shown in (Table 1),
Since file A is accessed only once, file A in the first read-ahead area 131 is deleted and the file A is accessed only once.
2 reads the first 16 bytes of the first pre-read area 131 file D from the HD A 109.
時刻ｔ６で、ファイルＢがＨＤＤ１１２からホスト装置
１１１へ転送される。（表土）に示すように、ファイル
Ｂは複数回のアクセスであるので、第２先読領域１３２
内のファイルＢは残される。At time t6, file B is transferred from the HDD 112 to the host device 111. As shown in (topsoil), file B has been accessed multiple times, so the second read-ahead area 132
File B within is left behind.
時刻ｔ７で、ファイルＣがＨＤ Ｄ １１２からホスト
族ｗ１１１へ転送されると、（表１）に示すように、フ
ァイルＣは１回のみのアクセスであるので１時刻ｔ８で
、第３先読領域１３３内のファイルＣば消去され、ＨＤ
Ｄ １１２は、第３先読領域１３３ヘフアイルＤの中
学の１６にバイトをＨＤＡ１０９から読み出す。At time t7, when file C is transferred from HDD 112 to host family w111, as shown in (Table 1), file C is accessed only once, so at time t8, it is transferred to the third preread area. File C in 133 will be deleted and the HD
D 112 reads 16 bytes from the third pre-read area 133 of the file D from the HDA 109 .
時刻ｔ９で、ホスト装置１１１からＨＤ Ｄ １１２ヘ
フアイルＤの転送要求が来ると、ＨＤ Ｄ １１２から
ホスト装置１１１ヘフアイルＤの転送が開始され、さら
に、汎用領域１３０ヘフアイルＤの後半の８にバイトが
ＨＤ Ａ １０９から読み出される。At time t9, when a request to transfer HDD 112 to file D is received from the host device 111, the transfer from HDD 112 to host device 111 to file D is started, and further bytes are transferred to the latter 8 of the general-purpose area 130 to file D. A 109 is read out.
時刻ｔｌＯで、ファイルＤの転送が終了すると、（表１
）に示すように、ファイルＤは１回のみのアクセスであ
るので、第１先読領域１３１．第３先読領域１３３およ
び汎用領域１３０内のファイルＤは消去される。When the transfer of file D is completed at time tlO, (Table 1
), since file D can only be accessed once, the first read-ahead area 131. File D in the third prefetch area 133 and the general-purpose area 130 is erased.
時刻ｔｌｌで、ファイルＥがホスト装置１１１からＨＤ
Ｄ１１２へ転送されると、ファイルＥは汎用領域１３０
内に一旦転送された後に、時刻ｔ１２で、ＨＤＡ １０
９に書き込まれる。At time tll, file E is transferred from the host device 111 to the HD
When transferred to D112, file E is transferred to general-purpose area 130.
At time t12, HDA 10
9 is written.
時刻ｔ１３で、ファイルＥの書き込みが終了すると、汎
用領域１３０内のファイルＥは消去される。At time t13, when writing of file E is completed, file E in general-purpose area 130 is erased.
時刻ｔ１４で、ファイルＢがＨＤ Ｄ １１２からホス
ト装置１１１へ転送された後に、時刻ｔ１５で、ＡＰが
終了すると、ホスト装置１１１は、ＨＤ Ｄ １１２ヘ
バッフアメモリ１０７のクリアを許可し、ＨＤＤ１１２
は第２先読領域１３２内のファイルＢを消去する。After file B is transferred from the HDD 112 to the host device 111 at time t14, when the AP ends at time t15, the host device 111 allows clearing of the buffer memory 107 in the HDD 112, and
erases file B in the second prefetch area 132.
以上のように、本実施例によれば、アクセスするファイ
ルを予めアクセス時間の長いＨＤ Ａ １０９からアク
セス時間の短いバッファメモリ１０７へ移しておくため
、ホスト装置１１１から見たアクセス時間を短縮するこ
とができる。As described above, according to this embodiment, since the file to be accessed is moved in advance from the HD A 109, which takes a long access time, to the buffer memory 107, which takes a short access time, the access time seen from the host device 111 can be shortened. I can do it.
また、アクセスの終了したファイルをバッファメモリ１
０７から自動的に消去するため、バッファメモリ１０７
の記憶容量を有効に利用することができる。Also, the file that has been accessed is stored in the buffer memory 1.
The buffer memory 107 is automatically erased from 07.
storage capacity can be used effectively.
さらに、複数回アクセスされるファイルは、バッファメ
モリ１０７にプログラムの終了まで常駐されるので、Ｈ
Ｄ Ａ １０９からの読み出し回数を節約することがで
きる。Furthermore, files that are accessed multiple times remain resident in the buffer memory 107 until the end of the program.
The number of reads from the DA 109 can be saved.
本実施例では、バッファメモリ１０７を４分割したが、
メモリの容量や、アクセスされるファイルの数やアクセ
ス頻度によって、バッファメモリ１０７の分割数を変更
することも可能である。In this embodiment, the buffer memory 107 is divided into four parts.
It is also possible to change the number of divisions of the buffer memory 107 depending on the memory capacity, the number of files accessed, and the access frequency.
次に、本発明の第２の実施例を第１図、第３図。Next, a second embodiment of the present invention is shown in FIGS. 1 and 3.
第５図および第６図により説明する。This will be explained with reference to FIGS. 5 and 6.
第２図の実施例の構成は、第１の実施例と同じく、彫工
図に示す通りである。また、バッファメモリ１０７の分
割方法も、第３図に示すように、第１の実施例と同一で
ある。The structure of the embodiment shown in FIG. 2 is the same as that of the first embodiment, as shown in the engraving drawing. Furthermore, the method of dividing the buffer memory 107 is also the same as in the first embodiment, as shown in FIG.
第５図はＡＰのＨＤ Ａ １０９内での記録フォーマッ
トを示す図である。FIG. 5 is a diagram showing the recording format within the HD A 109 of the AP.
第５図において、ＣＰＵ１００の動作を示すＡＰの本体
のプログラムコード１４３の前に、プログラムコードの
開始番地、主メモリ１０１への格納番地、プログラムの
サイズ、プログラム実行時に必要なワークメモリの容量
を示すヘッダ１４１と、プログラムの実行時にアクセス
するファイルのアクセス予定表およびアクセス予定表を
ＨＤ Ｄ １１２へ転送する手順を示すアクセス予定通
知プログラム１４２とが付加されている。In FIG. 5, the start address of the program code, the storage address in the main memory 101, the size of the program, and the capacity of work memory required for program execution are shown before the program code 143 of the main body of the AP that shows the operation of the CPU 100. A header 141 and an access schedule notification program 142 indicating an access schedule for files to be accessed when the program is executed and a procedure for transferring the access schedule to the HDD 112 are added.
次に、第６図を用いて第２の実施例の動作を説明する。Next, the operation of the second embodiment will be explained using FIG.
時刻ｔ２１で、ホスト装置１１１がＨＤ Ｄ １１２へ
ＡＰコードの送信を要求すると、ＨＤ Ｄ １１２内で
は、ＨＤ Ｃ１０８がＨＤＡ１０９からＡＰコードを読
み出して、バッファメモリ１０７の汎用領域１３０へ転
送する。At time t21, when the host device 111 requests the HDD 112 to send the AP code, the HDC 108 in the HDD 112 reads the AP code from the HDA 109 and transfers it to the general-purpose area 130 of the buffer memory 107.
さらに、ＨＯ５’０Ｆ１０４がバッファメモリ１０７の
汎用領域１３０からＡＰコードをホスト装置１１１へ転
送する。Further, the HO5'0F 104 transfers the AP code from the general-purpose area 130 of the buffer memory 107 to the host device 111.
時刻ｔ２２で、ＡＰコードの転送が終了すると、ホスト
装置１１１は、ＡＰの実行を開始する。最初に、アクセ
ス予定通知プログラム１４２が実行されて、時刻ｔ２３
で、第１の実施例と同一の構成の（表２）に示すアクセ
ス予定表をＨＤＤ１１２へ送信する。At time t22, when the transfer of the AP code ends, the host device 111 starts executing the AP. First, the access schedule notification program 142 is executed at time t23.
Then, the access schedule shown in Table 2, which has the same configuration as the first embodiment, is transmitted to the HDD 112.
（表２）時刻ｔ２４で、アクセス予定表の送信が終了し、ホスト
装置１１１は、ＡＰ本体のプログラムコード１４３を実
行する。ＨＤＤ１１２は、アクセス予定表の順序に従い
、ファイルＡをＨＤＡ１０９からバッファメモリ１０７
の彫工先読領域１３１へ読み出し、ファイルＢを第２先
読領域１３２へ読み出し、ファイルＣを第３先読領域１
３３へ読み出す。(Table 2) At time t24, the transmission of the access schedule ends, and the host device 111 executes the program code 143 of the AP main body. The HDD 112 transfers file A from the HDA 109 to the buffer memory 107 according to the order of the access schedule.
Read the file B to the engraver preread area 131, read the file B to the second preread area 132, and read the file C to the third preread area 1.
33.
時刻ｔ２５で、ファイルＡをＨＤＤ１１２から読み出す
ために、ホスト装置１１１の制御は一時Ｏ８に移り、ホ
スト装置１１１は、ＨＤＤ１１２ヘファイルＡの送信を
要求する。ＨＤ Ｄ １１２は、ＨＯ８ＴＩＦ１０４を
起動し、バッファメモリ１０７の第１先読領域１３１か
らファイルＡをホスト装Ｗ１１１へ転送する。ファイル
Ａの転送が終了すると、ホスト装置の制御はＡＰに戻る
。このとき、（表２）に示すように、ファイルＡは工回
のみのアクセスであるので、第１先読領域１３１内のフ
ァイルＡは消去される。At time t25, in order to read file A from HDD 112, control of host device 111 temporarily shifts to O8, and host device 111 requests transmission of file A to HDD 112. The HDD 112 activates the HO8TIF 104 and transfers the file A from the first read-ahead area 131 of the buffer memory 107 to the host device W111. When the transfer of file A is completed, control of the host device returns to the AP. At this time, as shown in Table 2, since file A is only accessed once, file A in the first prefetch area 131 is erased.
時刻ｔ２６で、ファイルＢがＨＤＤ１１２からホスト装
置１１１へ転送される。（表２）に示すように、ファイ
ルＢは複数回のアクセスであるので、第２先読領域１３
２内のファイルＢは残される。At time t26, file B is transferred from the HDD 112 to the host device 111. As shown in Table 2, since file B is accessed multiple times, the second prefetch area 13
File B in 2 is left.
時刻ｔ２７で、ファイルＣがＨＤＤ１１２からホスト装
置１１１１へ転送されると、（表２）に示すように、フ
ァイルＣは１回のみのアクセスであるので、第３先読領
域１３３内のファイルＣは消去される。At time t27, when the file C is transferred from the HDD 112 to the host device 1111, as shown in Table 2, the file C in the third read ahead area 133 is accessed only once. will be deleted.
時刻ｔ２８で、ＡＰが終了する。At time t28, the AP ends.
さらに、次のＡＰの実行が開始されて、時刻ｔ２９で、
新たにアクセス予定表をＨＤＤ１１２が受信すると、第
２先読領域１３２内のファイルＢは消去される。Furthermore, execution of the next AP is started, and at time t29,
When the HDD 112 receives a new access schedule, the file B in the second prefetch area 132 is deleted.
以上のように、本実施例によれば、アプリケーションプ
ログラム中にファイルアクセス予定を通知するプログラ
ムが含まれているため、ホスト装置１１１のオペレーテ
ィングシステムプログラムを変更する必要が無くなる。As described above, according to this embodiment, since the application program includes a program for notifying the file access schedule, there is no need to change the operating system program of the host device 111.
次に、本発明の第３の実施例を第７図、第８図。Next, a third embodiment of the present invention is shown in FIGS. 7 and 8.
第９図および第１０図により説明する。This will be explained with reference to FIGS. 9 and 10.
第３の実施例は、第７図に示すように、複数台のパーソ
ナルコンピュータ１５１（以下、ＰＣと称す。）とイー
サネット等のローカルエリアネットワーク１５３（以下
、ＬＡＮと称す。）とを用いて接続されたファイルサー
バ１５２に適用した例である。In the third embodiment, as shown in FIG. 7, a plurality of personal computers 151 (hereinafter referred to as PCs) are connected using a local area network 153 such as Ethernet (hereinafter referred to as LAN). This is an example applied to a file server 152 that is
第８図はファイルサーバ１５２の構成を示すブロック図
である。FIG. 8 is a block diagram showing the configuration of the file server 152.
第８図において、１６０はローカルエリアネットワーク
インタフェース（以下、ＬＡＮＩＦと称す。）、１６１
はＭＰＵ、１６２はローカルメモリ、１６３はバッファ
メモリ、１６４はＨＤＣ１１６５はハードディスクアセ
ンブリ（以下、ＨＤＡと称す。） 、 １６６は光デイ
スクコントローラ（以下、○ＤＣと称す。）、１６７は
光デイスクアセンブリ（以下ＯＤＡと称す。）である。In FIG. 8, 160 is a local area network interface (hereinafter referred to as LANIF), 161
162 is a local memory, 163 is a buffer memory, 164 is an HDC 1165 is a hard disk assembly (hereinafter referred to as HDA), 166 is an optical disk controller (hereinafter referred to as ○DC), 167 is an optical disk assembly (hereinafter referred to as ○DC). (referred to as ODA).
ＬＡＮＩＦ１６０は、ＬＡＮ回線とファイルサーバ１５
２との接続部であり、ＬＡＮ１５３のプロトコルの制御
と、バッファメモリ１６３とＬＡＮｌ５３との間のファ
イル転送を行う。LANIF160 is a LAN line and file server 15
2, and controls the protocol of the LAN 153 and transfers files between the buffer memory 163 and the LAN 153.
ＰＣｌ５１から送られた読み出し／書き込み等の命令と
ファイルアクセス予定表とは、ＬＡＮＩＦ１６０を通じ
て、ＭＰＵ１６１へ転送される。Commands such as read/write and the file access schedule sent from the PCI 51 are transferred to the MPU 161 via the LANIF 160.
Ｍ Ｐ Ｕ １６１は、ＬＡＮ回線を通じて送られてき
た命令の解読と、ＬＡＮＩＦ１６４とＨＤ Ｃ１６４お
よび○ＤＣ１６６の制御と、バッファメモリ１６３内の
ファイル管理を行う。The MPU 161 decodes commands sent through the LAN line, controls the LAN IF 164, HD C 164, and DC 166, and manages files in the buffer memory 163.
ローカルメモリ１６２は、ファイルアクセス予定表とバ
ッファメモリ１６３内のファイル管理用のデータとを記
憶する。Local memory 162 stores a file access schedule and file management data in buffer memory 163.
バッファメモリ１６３の分割方法は、第３図に示すよう
に、第１の実施例と同一である。The method of dividing the buffer memory 163 is the same as in the first embodiment, as shown in FIG.
ＨＤＣ１６４は、ＨＤＡ１６５の制御と、バッファメモ
リ１６３とＨＤ Ａ １６５との間のファイル転送を行
う。The HDC 164 controls the HDA 165 and transfers files between the buffer memory 163 and the HDA 165.
○ＤＣ１６６は、０ＤＡ１６７の制御と、バッファメモ
リ１６３と○ＤＡＩ６７との間のファイル転送を行う。The ○DC 166 controls the 0DA 167 and performs file transfer between the buffer memory 163 and the ○DAI 67.
バッファメモリ１６３は、半導体メモリであり、バッフ
ァメモリ１６３． ＨＤＡ１６５．０ＤＡ１６７の順に
アクセス速度が速い。Buffer memory 163 is a semiconductor memory, and buffer memory 163. The access speed is fast in the order of HDA165.0DA167.
第９図はプログラムのＨＤＡ１６５内または○ＤＡ１６
７内での記録フォーマットを示す図である。Figure 9 shows the program in HDA165 or ○DA16.
7 is a diagram illustrating a recording format within 7.
第９図において、ＰＣｌ５１の動作を示すプログラムコ
ード１７２の前に、プログラムコードの開始番地、格納
番地、プログラムのサイズ、プログラム実行時に必要な
ワークメモリの容量を示すヘッダ１７１が付加され、プ
ログラムコード１７２の後に、プログラムの実行時にア
クセスするファイルのアクセス予定表１７３が付加され
ている。In FIG. 9, a header 171 indicating the start address of the program code, storage address, size of the program, and capacity of work memory required for executing the program is added before the program code 172 indicating the operation of the PCl 51. After this, an access schedule 173 of files to be accessed when the program is executed is added.
アクセス予定表１７３は、（表３）に示すように、ファ
イルをバッファメモリ１６３に置く優先度。The access schedule 173 indicates the priority of placing files in the buffer memory 163, as shown in (Table 3).
転送するファイル名、ファイルのサイズ、ファイルの転
送方向およびファイルの転送回数を示している。It shows the name of the file to be transferred, the size of the file, the direction of file transfer, and the number of times the file is transferred.
（表３）ここで、転送方向は、′Ｏ”がファイルサーバ１５２か
らＰＣｌ５１への転送、すなわち、ファイルの読み出し
を示し、↓”がＰＣｌ５１からファイルサーバ１５２へ
の転送、すなわち、ファイルの書き込みを示す。転送回
数は、アクセスの回数であり、例えば、′ｌ”では１回
のアクセスを示す。(Table 3) Here, for the transfer direction, 'O' indicates transfer from the file server 152 to the PCl 51, that is, reading the file, and ↓" indicates the transfer from the PCl 51 to the file server 152, that is, writing the file. show. The number of transfers is the number of accesses; for example, 'l' indicates one access.
ただし、′Ｏ”は不定回のアクセスを示す。However, 'O' indicates an undefined number of accesses.
また、ファイルの優先度は、アクセス時期の早いファイ
ルを最優先とし、アクセス時期が同程度の場合には、転
送回数の多いファイルの優先度を高くする。Further, regarding the priority of files, a file that is accessed early is given the highest priority, and if the access times are about the same, the priority is given to a file that has been transferred many times.
次に、第１０図を用いて第３の実施例の動作を説明する
。Next, the operation of the third embodiment will be explained using FIG. 10.
説明のため、Ｌ Ａ Ｎ １５３に接続されている３台
のＰＣｌ５１を、それぞれＰ Ｃａ 、 Ｐ Ｃｂ 、
Ｐ Ｃｃと呼び、ファイルＡ、Ｂ、ＣはＯＤ Ｄ １
６７に格納されており、ファイルＤはＨＤ Ｄ １６５
に格納されているとする。For the sake of explanation, the three PCl51 connected to the LAN 153 are respectively P Ca , P Cb ,
It is called P Cc, and files A, B, and C are OD D 1.
67, and file D is stored on HD D 165.
Suppose that it is stored in .
時刻ｔ３１で、ＰＣａは、ファイルサーバ１５２ヘアプ
リケーシヨンプログラムａ（以下、ＡＰａと称す。）の
送信を要求する。ファイルサーバ１５２は、ＨＤ Ｃ１
６４を起動し、ＨＤ Ｄ １６５からＡＰａを読み出し
て、バッファメモリ１６３の汎用領域を経由して、ＰＣ
ａへ転送する。At time t31, PCa requests the file server 152 to send an application program a (hereinafter referred to as APa). The file server 152 is an HD C1
64, reads the APa from the HDD 165, and transfers it to the PC via the general-purpose area of the buffer memory 163.
Transfer to a.
時刻ｔ３２で、ＡＰａの転送が終了すると、ＰＣａは、
ファイルサーバ１５２ヘアクセス予定表を転送する。When the transfer of APa ends at time t32, PCa
The access schedule is transferred to the file server 152.
時刻ｔ３３で、アクセス予定表の転送が終了すると、Ｐ
Ｃａは、ＡＰａの実行を開始する。ファイルサーバ１５
２は、ＨＤ Ｃ１６４および○ＤＣ１６６を起動し、Ｈ
Ｄ Ｄ １６５およびＯＤ Ｄ １６７内を検索し、０
ＤＤ１６７から順に、ファイルＡ、ファイルＢ、ファイ
ルＣをバッファメモリ１６３の先読領域へ読み出す。フ
ァイルＢに関しては、サイズが大きいため、前半のみを
読み出す。At time t33, when the transfer of the access schedule is completed, P
Ca starts executing APa. File server 15
2 starts HD C164 and ○DC166, and
Search within D D 165 and OD D 167 and find 0
File A, file B, and file C are sequentially read from the DD 167 to the pre-read area of the buffer memory 163. As for file B, since its size is large, only the first half is read.
時刻ｔ３４で、ＰＣａは、ファイルサーバ１５２ヘフア
イルＡの送信を要求し、ファイルサーバ１５２は、バッ
ファメモリ１６３からファイルＡをＰ Ｃａへ転送する
。At time t34, PCa requests transmission of file A to file server 152, and file server 152 transfers file A from buffer memory 163 to PCa.
時刻ｔ３５で、ＰＣｂがファイルサーバ１５２ヘアプリ
ケーシヨンプログラムｂ（以下、ＡＰｂと称す。）の送
信を要求する。ファイルサーバ１５２は、ＨＤ Ｃ１６
４を起動し、ＨＤ Ｄ １６５がらＡＰｂを読み出して
、バッファメモリ１６３の汎用領域を経由して、ｐｃｂ
へ転送する。At time t35, PCb requests the file server 152 to send application program b (hereinafter referred to as APb). The file server 152 is an HD C16
4, reads APb from the HDD 165, and reads the PCB via the general-purpose area of the buffer memory 163.
Transfer to.
時刻ｔ３６は、ＡＰｂの転送が終了すると、Ｐｃｂは、
ファイルサーバ１５２へ（表４）に示すアクセス予定表
を転送する。At time t36, when the transfer of APb is completed, Pcb is
The access schedule shown in Table 4 is transferred to the file server 152.
（表４）時刻ｔ３７で、アクセス予定表の転送が終了すると、Ｐ
Ｃｂは、ＡＰｂの実行を開始する。ファイル今一バ１５
２は、バッファメモ＋Ｊ１６３の先読領域が一杯のため
、優先度の最も低いファイルＣをバッファメモリ１６３
から消去して、空き領域を作る。ただし、優先度が等し
い場合には、先にアクセス予定表を受は取ったファイル
を残す。(Table 4) At time t37, when the transfer of the access schedule is completed, P
Cb starts executing APb. File Imaichiba 15
2, because the pre-read area of buffer memo + J163 is full, the file C with the lowest priority is transferred to buffer memory 163.
Erase from to create free space. However, if the priorities are equal, the file for which the access schedule was received first is retained.
このとき、ファイルＣは、アクセス速度の遅い○ＤＤ１
６７から読み出されたファイルなので、０ＤＤ１６７よ
りアクセス速度が速いＨＤ Ｄ １６５へ一時的に退避
される。ファイルＣの退避後、ファイルＤがバッファメ
モリ１６３の先読領域へＨＤ Ｄ １６５から読み出さ
れる。もし、ファイルＣがＨＤＤ１６５から読み出され
たファイルならば、退避は行わない。At this time, file C has slow access speed ○DD1
Since the file was read from 0DD 167, it is temporarily saved to HDD 165, which has a faster access speed than 0DD 167. After saving the file C, the file D is read from the HDD 165 to the pre-read area of the buffer memory 163. If file C is a file read from HDD 165, it is not saved.
時刻ｔ３８で、ｐｃｂは、ファイルサーバ１５２へファ
イルＤの送信を要求し、ファイルサーバ１５２は、バッ
ファメモリ１６３からファイルＤをＰＣｂへ転送する。At time t38, pcb requests the file server 152 to send file D, and file server 152 transfers file D from buffer memory 163 to PCb.
時刻ｔ３９で、ＰＣｃがファイルサーバ１５２へＡｐｂ
の送信を要求する。ファイルサーバ１５２は、ＨＤ Ｃ
１６４を起動し、ＨＤ Ｄ １６５からＡＰｂを読み出
して、バッファメモリ１６３の汎用領域を経由して、Ｐ
Ｃｃへ転送する。At time t39, PCc sends Apb to the file server 152.
request for transmission. The file server 152 is an HD C
164, reads APb from HDD 165, and reads Pb via the general-purpose area of buffer memory 163.
Transfer to Cc.
時刻ｔ４０で、ＡＰｂの転送が終了すると、ＰＣＣは、
ファイルサーバ１５２へ（表４）に示すアクセス予定表
を転送する。At time t40, when the transfer of APb ends, the PCC:
The access schedule shown in Table 4 is transferred to the file server 152.
時刻ｔ４１で、アクセス予定表の転送が終了するが、フ
ァイルＤは既にバッファメモリ１６３上に読み出されて
いるので、ＨＤ Ｄ １６５がらの読み出しは行われな
い。At time t41, the transfer of the access schedule ends, but since the file D has already been read onto the buffer memory 163, it is not read from the HDD 165.
時刻ｔ４２で、ＰＣｃは、ファイルサーバ１５２ヘフア
イルＤの送信を要求し、ファイルサーバ１５２は、バッ
ファメモリ１６３からファイルＤをＰＣｃへ転送する。At time t42, PCc requests transmission of file D to file server 152, and file server 152 transfers file D from buffer memory 163 to PCc.
時刻ｔ４３で、Ｐ Ｃａがファイルサーバ１５２ヘフア
イルＣの送信を要求すると、ファイルサーバ１５２は、
ＨＤ Ｄ １６５へ退避したファイルＣを読み出して、
バッファメモリ１６３の汎用領域を経由して、Ｐｅａへ
転送する。At time t43, when PCa requests the file server 152 to send file C, the file server 152:
Read file C saved to HDD 165,
It is transferred to Pea via the general-purpose area of the buffer memory 163.
時刻ｔ４４で、ＰＣｂからＡＰｂの実行の終了がファイ
ルサーバ１５２へ通知され、さらに、ＰＣｃからＡＰｂ
の実行実行の終了がファイルサーバ１５２へ通知される
と、ファイルサーバ１５２は、バッファメモリ１６３内
のファイルＤを消去し、ＨＤＤ１６５に退避したファイ
ルＣをバッファメモリ１６３の先読領域に読み出す。At time t44, PCb notifies the file server 152 of the end of execution of APb, and further, PCc notifies APb of the end of execution.
When the file server 152 is notified of the completion of the execution, the file server 152 erases the file D in the buffer memory 163 and reads the file C saved in the HDD 165 into the pre-read area of the buffer memory 163.
時刻ｔ４５で、ＰＣａがファイルサーバ１５２ヘフアイ
ルＢの送信を要求すると、ファイルサーバ１５２は、バ
ッファメモリ１６３の先読領域からＰＣａヘファファイ
ル前半を転送する。ファイルＢの前半の転送と並行して
、○ＤＤ１６７からファイルＢの後半をバッファメモリ
１６３の汎用領域へ読み出す。ファイルＢの前半のＰＣ
ａへの転送に引き続いて、ファイルＢの後半をバッファ
メモリ１６３の汎用領域からＰＣａへ転送する。At time t45, when the PCa requests the file server 152 to send file B, the file server 152 transfers the first half of the PCa file from the read-ahead area of the buffer memory 163. In parallel with the transfer of the first half of file B, the second half of file B is read from the DD 167 to the general-purpose area of the buffer memory 163. PC in the first half of file B
Following the transfer to PCa, the second half of file B is transferred from the general-purpose area of the buffer memory 163 to PCa.
時刻ｔ４６で、Ｐ ＣａからＡ Ｐ ａの実行の終了が
ファイルサーバ１５２へ通知されると、ファイルサーバ
１５２は、バッファメモリ１６３内のファイルＡ。At time t46, when P Ca notifies the file server 152 of the end of execution of A Pa, the file server 152 saves file A in the buffer memory 163.
ファイルＢの前半およびファイルＣを消去し、ＨＤＤ１
６５に退避したファイルＣを消去する。Delete the first half of file B and file C, and
Delete file C saved in 65.
以上のように、本実施例によれば、バッファメモリ１６
３が一杯になった場合に、ファイルをアクセス速度の中
位のＨＤＤに退避するため、アクセス予定のファイルの
数に比べてバッファメモリ１６３のサイズが小さくても
アクセス速度を向上することが可能となる。As described above, according to this embodiment, the buffer memory 16
3 becomes full, the file is saved to the HDD with a medium access speed, so it is possible to improve the access speed even if the size of the buffer memory 163 is small compared to the number of files to be accessed. Become.
また、バッファメモリ１６３にファイルの先行読み出し
に使用しない領域を設けたため、バッファメモリ１６３
上に無いファイルのＰＣｌ５１への転送時に、バッファ
メモリ１６３からファイルを退避しなくて良い。In addition, since an area not used for pre-reading files is provided in the buffer memory 163, the buffer memory 163
There is no need to save the file from the buffer memory 163 when transferring a file that is not present on the PCI 51 to the PCI 51.
以上説明したように本発明によれば、プログラムの実行
開始時に、ファイルのアクセスの予定を演算装置から外
部記憶装置へ通知し、外部記憶装置が上記ファイルアク
セス予定に従って、上記外部記憶装置内のキャッシュメ
モリに予めファイルを用意しておくため、１回目のアク
セスにおいても、キャッシュメモリからファイルを主記
憶装置へ転送することが可能となり、また、同一のファ
イルを頻繁にアクセスしないプログラムに対してもアク
セス速度を向上させることが可能であるという効果があ
る。As described above, according to the present invention, at the start of execution of a program, the arithmetic unit notifies the external storage device of the file access schedule, and the external storage device stores the cache in the external storage device according to the file access schedule. Because the file is prepared in memory in advance, it is possible to transfer the file from the cache memory to the main memory even on the first access, and it is also possible to access the same file even for programs that do not access it frequently. This has the effect that speed can be improved.
第１図は本発明の第１の実施例の構成を示すブロック図
、第２図は第１の実施例でのプログラムの記憶フォーマ
ットを示す説明図、第３図はバッファメモリの分割例を
示す説明図、第４図は第Ｉの実施例の動作タイミング図
、第５図は本発明の第２の実施例でのプログラムの記憶
フォーマットを示す説明図、第６図は第２の実施例の動
作タイミング図、第７回は本発明の３の実施例のネット
ワークの構成を示すブロック図、第８図は第３の実施例
のファイルサーバの構成を示すブロック図、第９図は第
３の実施例でのプログラムの記憶フォーマットを示す説
明図、第１０図は第３の実施例の動作タイミング図であ
る。１０（１・・・ＣＰＵ、１０１・・・主メモリ、１０３
・・・ハードディスクインタフェイス、１０４・・・ホ
ストインタフェイス、１０５・・・マイクロプロセッサ
、１０５・・・ローカルメモリ、１０７・・・バッファ
メモリ、１０８・・・ハードディスクコントローラ、
１０９・・・ハードディスクアセンブリ、１３０・・・
汎用領域、１３１・・・第２先読領域、１３２・・・第
２先読領域、１３３・・・第３先読領域、１５１・・・
パーソナルコンピュータ、１５２・・・ファイルサーバ
、１５３・・・ローカルエリアネットワーク、 １６０
・・・ＬＡＮインタフェイス、１６１・・・マイクロプ
ロセッサ、１６２・・ローカルメモリ、１６３・・・バ
ッファメモリ、１６４・・・ハードディスクコントロー
ラ、１６５・・・ハードディスクドライブ、１６６・・
・光デイスクコントローラ、１６７・・・光デイスクド
ライブ。為１図纂図箒図纂図時刻ｔ２１ ’ ｔ２２ ｔＺ３２４−そｂ２６ｔ２′７ｔ２８ ｔ２９纂図第図宴図Fig. 1 is a block diagram showing the configuration of the first embodiment of the present invention, Fig. 2 is an explanatory diagram showing the program storage format in the first embodiment, and Fig. 3 shows an example of division of the buffer memory. 4 is an operation timing diagram of the first embodiment, FIG. 5 is an explanatory diagram showing the program storage format in the second embodiment of the present invention, and FIG. 6 is an operation timing diagram of the second embodiment of the present invention. Operation timing diagram, No. 7 is a block diagram showing the configuration of the network of the third embodiment of the present invention, FIG. 8 is a block diagram showing the configuration of the file server of the third embodiment, and FIG. FIG. 10 is an explanatory diagram showing the storage format of the program in the embodiment, and is an operation timing diagram of the third embodiment. 10 (1... CPU, 101... Main memory, 103
...Hard disk interface, 104...Host interface, 105...Microprocessor, 105...Local memory, 107...Buffer memory, 108...Hard disk controller,
109...Hard disk assembly, 130...
General-purpose area, 131... Second pre-reading area, 132... Second pre-reading area, 133... Third pre-reading area, 151...
Personal computer, 152... File server, 153... Local area network, 160
...LAN interface, 161...Microprocessor, 162...Local memory, 163...Buffer memory, 164...Hard disk controller, 165...Hard disk drive, 166...
- Optical disk controller, 167... optical disk drive. To 1 Figure 1 Figure time t21 ' t22 tZ3 24- Sob 26 t2'7 t28 t29 Figure 2
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2033742AJPH03240147A (en) | 1990-02-16 | 1990-02-16 | Computer system |
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2033742AJPH03240147A (en) | 1990-02-16 | 1990-02-16 | Computer system |
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH03240147Atrue JPH03240147A (en) | 1991-10-25 |
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2033742APendingJPH03240147A (en) | 1990-02-16 | 1990-02-16 | Computer system |
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH03240147A (en) |
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100660851B1 (en)* | 2005-01-12 | 2006-12-26 | 삼성전자주식회사 | How to access data on disk drives |
| JP2016033745A (en)* | 2014-07-31 | 2016-03-10 | 京セラドキュメントソリューションズ株式会社 | Information processing apparatus and information processing program |
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100660851B1 (en)* | 2005-01-12 | 2006-12-26 | 삼성전자주식회사 | How to access data on disk drives |
| JP2016033745A (en)* | 2014-07-31 | 2016-03-10 | 京セラドキュメントソリューションズ株式会社 | Information processing apparatus and information processing program |
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