DE2128835A1 - Schaltungsanordnung zur Steuerung des Zugriffs bei bewegten Oberflachen speichern - Google Patents
Schaltungsanordnung zur Steuerung des Zugriffs bei bewegten Oberflachen speichernInfo
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Description
Aktenzeichen der Anmelderin: Docket YO 970 009
Schaltungsanordnung zur Steuerung des Zugriffs bei bewegten Oberflächenspeichern '
' ' '
Die Erfindung betrifft eine Schaltungsanordnung zur Steuerung des Zugriffs bei bewegten Oberflächenspeichern, insbesondere zum
Zugriff einer Datei in einem Plattenspeicher bei vorgegebenen Dateinamen mit einer Such- und Leseoperation.
Es ist bekannt, an umlaufenden Oberflächenspeichern, wie z. B. Magnettrommeln oder Magnetplatten, die Aufzeichnung oder die Abfühlung
von Daten in der Weise durchzuführen, daß die Signalübertragung der Magnetköpfe gesteuert wird durch Signale, die aus den
Markierungen einer Synchronspur des Oberflächenspeichers abgeleitet
werden. Diese Markierungen sind den verschiedenen Sektoren des Oberflächenspeichers fest zugeordnet. Die Länge einer Aufzeichnung
in den Datenspuren des Oberflächenspeichers ist somit durch den Abstand von zwei oder mehreren Markierungen bestimmt,
während die Adresse einer Aufzeichnung durch einen Zähler bestimmt ist, der die Markierungen der Synchronspur zählt, die einem
besonderen Startsignal nachgeordnet sind. Dieses Startsignal wird bei jedem Umlauf des Oberflächenspeichers einmal abgefühlt.
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Eine derartige Einrichtung hat den Nachteil, daß beim Suchen größerer
Dateien durch diese Organisation des Plattenspeichers große Verzögerungen beim Suchen und beim anschließenden Lesen eintreten.
Durch die DAS 1 253 310 ist ebenfalls eine Einrichtung zum übertragen
von Datenblocks in umlaufende bzw. aus umlaufenden Spuren eines Oberflächenspeichers unter der Wirkung von Steuersignalen
des Oberflächenspeichers und mittels Einrichtungen zur Steuerung der Übertragungsorgane bekannt geworden, die dadurch gekennzeichnet
ist, daß der Oberflächenspeicher Steuerspuren aufweist, die seinen Datenspuren zugeordnet sind und derart in mit Aufzeichnung
versehene Abschnitte unterteilt sind, daß diese die übertragung von Datenwörtern unterschiedlicher Wortlänge in die bzw. aus
den unterschiedlichen Wortlängen zugeordneten Datenspuren steuern. Jeder Abschnitt einer Steuerspur enthält dabei Aufzeichnungen, die
die Übertragung einer Adresseninformation und einer Dateninformation
in die bzw. aus der zugehörigen Datenspur begrenzen. Diese Vorrichtung weist zwar den Vorteil auf, daß sie mit einer variablen
Wortlänge arbeiten kann, sie hat jedoch abgesehen davon, daß dies nicht für alle Fälle erforderlich ist, den großen Nachteil,
daß für die Zugriffs- oder Suchoperation und die anschließende Leseoperation u. U. mehrere Umdrehungen erforderlich sind, weil
die Adresseninformationen und die zugehörigen Dateien so angeordnet sind, daß nicht unmittelbar nach Auffinden der Adresse die dazugehörige
Datei gelesen werden kann.
Der Erfindung liegt deshalb die Aufgabe zugrunde, eine Schaltungsanordnung
zur Steuerung des Zugriffs bei bewegten Oberflächenspeichern zu schaffen, die es ermöglicht, daß eine Datei aus einer
Platten-Hauptdatei bei gegebenem Dateinamen mit nur einer Such- und einer Leseoperation gelesen werden kann.
Die · erfindungsgemäße Lösung besteht darin, daß der Name der gewünschten
Datei in ein Dateinamenregister und die Blockadresse in eine Lesesteuereinheit während des Einstellens des Lesekopfes ge-
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laden wird und daß nach dem Abfühlen der richtigen Blockadresse ein im Block vorhandenes Inhaltsverzeichnis nach dem gewünschten
Dateinamen abgefühlt wird durch Vergleich des äußersten rechten Wortes in einem Schieberegister für Dateinamen mit dem Inhalt des
Dateinamensregisters durch eine zwischengeschaltete Vergleicherstufe und daß bei Übereinstimmung die blockinterne Adresse der
gewünschten Datei aus einem Wort des Schieberegisters in ein Dateianfangsadreßregister
gespeichert wird und die Adresse der nächsten Datei in ein Endadreßregister aus dem am weitesten links
stehenden Wort im genannten Schieberegister übertragen wird, wobei der Inhalt eines blockinternen Adreßregisters heraufgesetzt
und mit dem Inhalt des Anfangsadreßregisters verglichen wird, wonach bei Übereinstimmung sofort das Auslesen der entsprechenden
Datei bis zum Feststellen des Dateiendes erfolgt.
Der Vorteil dieser Schaltungsanordnung besteht darin, daß durch die Teilcodierung zur Verdichtung des Dateinamens zu einer Platten-Dateiadresse
eine Datei aus einer Platten-Hauptdatei bei gegebenen Dateinamen mit nur einer Such- und Leseoperation gefunden
und gelesen werden kann. Die Plattendatei wird dabei in Blocks mit fester Wortlänge gesetzt, wobei jede Teil-Dateiadresse auf
einen Block zeigt und dieser Block so groß wie ein Zylinder oder so klein wie ein Sektor sein kann. Jeder Block enthält dabei ein
Inhaltsverzeichnis für die in ihm enthaltenen Dateien.
Die Erfindung wird nun an Hand von in den Zeichnungen dargestellten
Ausführungsbeispielen beschrieben. Es zeigen:
Fign. IA und IB eine Organisation einer Plattendatei und die Verwendung
von teilweise codierten Dateiadressen zum Hinweis auf die Blocks, in denen die Dateinamen
entsprechend enthalten sind,
Fig. 2 ein Blockdiagramm mit dem Ausführungskonzept
der Erfindung,
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Fign. 3A, B, C drei verschiedene Spuren auf einer Platte und
die erfindungsgemäße Anlage von Informationen darauf,
Fign. 4A und B zusammengesetzt gemäß Fig. 4 ein Ausführungsbeispiel der Erfindung,
Fig. 4C ein Zeitdiagramm der Taktimpulse für den Betrieb der in den Fign. 4A und 4B gezeigten Anordnung
,
Fig. 5 den Inhalt des Schieberegisters des in den Fign.
4A und 4B gezeigten Ausführungsbeispieles, wenn der Name einer ersten Datei auf einer Plattenspur
in der Ausleseposition aus diesem Schieberegister steht,
Fig. 6 den Inhalt des Schieberegisters des in den
Fign. 4A und 4B gezeigten Ausführungsbeispieles, wenn das Schieberegister den letzten Namen
einer Datei auf einer Plattenspur enthält und
Fig. 7 den äußersten linken Abschnitt des Schieberegi
sters des in den Fign. 4A und 4B gezeigten Ausführungsbeispieles zur Darstellung des Verfahrens
, mit dem die Bytes in diesem Teil des Schieberegisters zusammengesetzt und an eine
zentrale Verarbeitungseinheit oder eine Ausgabeeinheit übertragen werden.
In Fig. 1 ist eine Hauptdatei, z. B. eine Plattenorganisation, dargestellt, in welcher die Erfindung verwendet werden kann. Die
Organisation für jeden Block enthält ein Inhaltsverzeichnis für die in diesem Block enthaltenen Dateien und die Dateien selbst.
Jede Eintragung im Inhaltsverzeichnis umfaßt den Dateinamen und die Adresse der Datei im Block.
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In einem System, welches so organisiert ist wie das in Fig. 1
gezeigte, erfolgen Lokalisierung und Lesen der Datei wie folgt. Der Dateiname wird teilweise codiert, um eine Blockadresse zu
erhalten, der Lesekopf dann auf den Plattenbereich mit der Blockadresse bewegt und danach zuerst das Inhaltsverzeichnis gelesen.
Die so gelesenen Dateinamen werden in Echtzeit verglichen, während sie von der Platte mit dem Namen der gewünschten Datei gelesen
werden. Wenn eine Übereinstimmung der Namen auftritt, wurde die gesuchte Datei gefunden und wird ausgelesen. Das Lesen wird
an der Anfangsa^resse der nächsten Datei beendet. Wenn der Dateiname
nicht im Inhaltsverzeichnis des durch die TeiIdecodierung
des Dateinamens angegebenen Blockes gefunden wird, befindet sich die Datei nicht darin.
Das System kann für verschiedene Dateizahlen und -größen und für besondere Platten- oder Trommeleinheiten ausgelegt werden.
Die Teilcodierung kann ebenfalls auf die optimale Systemleistung ausgerichtet werden.
Bei dem in Fig. 2 gezeigten Ausführungsbeispiel wird angenommen, daß die Teilcodeberechnung und die Such- und Leseoperationen
durch konventionelle Maschinenteile und Programmierung ausgeführt werden können. Dementsprechend sind Einzelheiten für diese
Berechnung und ihre Operationen nicht gezeigt. Das in Fig. 2 gezeigte Ausführungsbeispiel verarbeitet den seriellen Datenstrom
von der Platte.
Das Ausführungsbeispiel umfaßt ein vier Wort großes Schieberegister
10, in welchem von links nach rechts die vier Wörter Dateiadresse M+l (Af„.,) , der Dateiname M+l (F.,..) , die Adresse
MtX Mti
der Datei M (Af..) und der Dateiname M (F„) enthalten sind.
M M
Außerdem ist ein Dateinamensregister 12 zum Einschieben eines bestimmten Dateinamens, ein Dateiadreßregister 14 zur Speicherung
der Anfangsadresse der Datei, ein Register 16 zur Speicherung der Endadresse der Datei, ein Plattenadreßregister 18 und
eine Lesesteuereinheit 20 eingeschlossen.
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Das in Fig. 2 gezeigte Ausführungsbeispiel beginnt zu arbeiten,
nachdem der Lesekopf über den Plattenbereich bewegt wurde, der die gewünschte Datei enthält. Während der Lesekopf eingestellt
wird, wird das System gestartet durch Laden des Namens der gewünschten Datei (FM) in das Dateinamensregister 12 und Laden
der Blockadresse in die Lesesteuereinheit 20. Nachdem die richtige Blockadresse abgefühlt wurde, wird das Inhaltsverzeichnis
des Blockes in Echtzeit nach dem gewünschten Dateinamen abgesucht. Die Suche erfolgt durch Vergleich eines jeden Dateinamens
im Inhaltsverzeichnis, d. h. des äußersten rechten Wortes im Schieberegister 10 mit dem Namen der gewünschten Datei im Dateinamensregister
12 in einer Vergleicherstufe 22. Bei Feststellung einer Übereinstimmung zwischen den Dateinamen wird die blockinterne
Adresse (Af) der gewünschten Datei aus dem dritten Wort des Schieberegisters 10 in das Datei-Anfangsadreßregister 14
über die übertragungsstufe 24 gespeichert und die Adresse (Af )
der nächsten Datei wird in das Endadreßregister 16 aus dem am weitesten links stehenden Wort im Schieberegister 10 über eine
Übertragungsstufe 26 gelesen.
Während sich die Platte dreht, wird der Inhalt des blockinternen Plattenadreßregisters 18 heraufgesetzt und sein Inhalt mit dem
Inhalt des Anfangsadreßregisters bei jeder Adresse in einer Vergleicherstufe
verglichen. Wenn der Inhalt des Plattenadreßregisters 18 mit dem Inhalt des Anfangsadreßregisters 14 übereinstimmt,
wurde die Datei gefunden und sie wird dann an eine zentrale Verarbeitungseinheit über eine Übertragungsstufe 30 wortweise ausgelesen. Die Daten werden kontinuierlich von der Platte
gelesen, bis das Dateiende festgestellt wird durch eine Übereinstimmung
des Inhaltes des Plattenadreßregisters 18 und des Endadreßregisters
16 in einer Vergleicherstufe 32': An diesem Punkt wurde die Datei auf eine zentrale Verarbeitungseinheit ausgelesen
und' das System ist zu einer Suche nach einer anderen Datei bereit.
In den Fign„ 3Af 3B? 3C und 4 bis 7 ist ein anderes Ausführungs-
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beispiel der Erfindung gezeigt. Fign. 3A, 3B und 3C zeigen drei Spuren einer Platte, die entsprechend durch die Nummern 100, 102
und 104 bezeichnet sind und von rechts nach links gelesen werden. Der Einfachheit und Klarheit halber wird angenommen, daß diese
Spuren als Ringe verschiedenen Durchmessers auf derselben Platte liegen und durch die Darstellung in den Fign. 3A, 3B und 3C klar
die auf jeder Spur aufgezeichnete Information wiedergeben.
In der Beschreibung der Arbeitsweise des Ausführungsbeispieles wird der Einfachheit halber angenommen, daß sechs Dateien vorhanden
sind, von denen jede einen Dateinamen führt, der eine binäre Zahl ist, die aus einer ausreichenden Bitanzahl besteht. Die Aufzeichnungen
auf jeder Spur erfolgen entsprechend bitseriell.
Um einen Dateinamen einer gewählten Blockadresse zuzuordnen, wird ein Programm-Teileralgorithmus verwendet, wie bereits gesagt
wurde. In Fig. 3A wird daher angenommen, daß die Dateien Nummer 2 und 5 bei Bearbeitung durch den Teileralgorithmus beide
dieselbe Blockadresse enthalten, d. h., die Blockadresse Nummer 1 auf der Spur 100. Entsprechend gehören die Dateinamen 1 und 3
zur Blockadresse 2 auf der Spur 102 und die Dateinamen 4 und 6 zur Blockadresse 3 auf der Spur 104. In diesem Ausführungsbeispiel
wird somit angenommen, daß ein Block aus einer Spur auf einer Platte besteht. In der Praxis kann ein Block natürlich
aus mehr als einer Spur bestehen und allgemein bekannte Einrichtungen werden vorgesehen, um von der ersten, zweiten und dritten
Spur bis zu allen Spuren zu lesen, d. h., bis alle Spuren überlaufen wurden, die zu einer Blocknummer gehören.
Beim Lesen, z. B. der Spur 100 in Fig. 3A, beginnt der Lesekopf die Spur am rechten Ende zu lesen. Gemäß Darstellung in Fig. 3A
ist der erste auf der Spur 100 gelesene Abschnitt mit der Nummer 106 bezeichnet und enthält den Namen der Datei 2. Der nächste
zu lesende Abschnitt ist mit der Nummer 108 bezeichnet und enthält die Adresse der Plattenspur der Datei 2. Danach wird der
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Abschnitt 110 der Spur 100 gelesen, der den Namen der Datei 5 enthält. Der folgende Abschnitt 112 enthält die Anfangsadresse
der Datei 5. Da im Ausführungsbeispiel nur zwei Dateien auf einer Spur stehen, enthält der nächste vom Lesekopf auf der Spur 100
gelesene Abschnitt 114 ein Sonderzeichen aus einer besonderen Bitkonfiguration, welches besagt, daß keine weitere Dateinamen
in diesem Block stehen. Der folgende Abschnitt 116 enthält die Adresse der Platte des unmittelbar der Datei 5 folgenden Bits,
welches das Dateiende angibt.
Der Abschnitt 108 auf der Spur 100, welcher die Anfangsadresse
der Datei 2 enthält, kann auch zum Starten des Lesens auf der Spur an der Adresse verwendet werden, wenn die Datei 2 die gewünschte
Datei ist.. Die Anfangsadresse der Datei 5 im Abschnitt 112 kann dazu benutzt werden, das Lesen der Datei 2 zu beenden.
Sie kann also als die Endadresse der Datei 2 betrachtet werden. Wenn die Datei 5 von der Spur 100 gewünscht wird, beginnt das
Lesen der Spur mit der im Abschnitt 112 angegebenen Adresse, der Anfangsadresse der Datei 5. In diesem Fall ist die Endadresse
der Datei 5 im Abschnitt 116 angegeben.
Wenn von der Spur 100 die Datei 2 gelesen werden soll, wird der Abschnitt 120 bitweise ausgelesen, zu Wörtern zusammengesetzt
und an eine Ausgabeeinheit oder nach Bedarf auch an einen Rechner übertragen. Wenn die Datei 5 von der Spur gelesen werden soll,
wird der Abschnitt 122 bitweise ausgelesen, zu Wörtern zusammengesetzt und an eine Ausgabeeinheit oder einen Rechner übertragen.
Die eigentliche Adressierung der Bits in den Abschnitten 120 und 122 beginnt mit dem ersten im Abschnitt 120 gelesenen Bit,
für welches die Adresse 0 angenommen wird. Das nächste Bit hat die Adresse 1, das folgende die Adresse 2 usw. bis zur Anzahl
der Bits in den Abschnitten 120 und 122. Die im Abschnitt 108 der Spur 0 enthaltene Adresse ist also immer 0, da der erste
Dateiname immer die zugehörige Adresse 0 hat.
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In den zur Fig. 4 zusammengelegten Fign. 4A und 4B ist ein Schieberegister 123 vorgesehen, welches vier mit den Zahlen 124,
126, 128 und 130 bezeichnete Abschnitte umfaßt. Die gesamte Information
auf einer Spur oder in einem Block läuft bitweise von links nach rechts durch das Schieberegister 123. Fig. 5 zeigt die
Situation, wenn die Datei 2 von der Spur 100 in Fig. 3A ausgelesen
werden soll. In Fig. 5 sind dargestellt: der Zeitpunkt, an welchem die Information im Abschnitt 106 der Spur 100 im Abschnitt
124 des Schieberegisters 123 steht, die Information im Abschnitt 108 der Spur 100 im Abschnitt 126 des Schieberegisters
123, die Information im Abschnitt 110 der Spur 100 im Abschnitt 128 des Schieberegisters 123 und die Information im Abschnitt
112 der Spur 100 im Abschnitt 130 steht.
An diesem Verbindungspunkt kann die Anfangsadresse und die Endadresse
der Datei 2 aus dem Schieberegister 123 gelesen und zur Steuerung der in Fig. 4 gezeigten Anordnung verwendet werden.
Fig. 6 zeigt sie Situation im Schieberegister 123 für den Fall, daß die Datei 5 aus der Spur 100 zu lesen ist. An diesem Punkt
befindet sich die Information im Abschnitt 110 der Spur 100 im Abschnitt 124 des Schieberegisters 123, die Information im Abschnitt
112 der Spur 100 steht im Abschnitt 126 des Schieberegisters 123, die Information im Abschittt 114 der Spur 100 im
Abschnitt 128 des Schieberegisters 123 und die Information im Abschnitt 116 der Spur 110 befindet sich im Abschnitt 130 des
Schieberegisters 123. Die in den Fign. 5 und 6 gezeigte Struktur des Schieberegisters eignet sich als Zähler zur Festlegung
des Punktes, an welchem Vergleichsoperationen durchgeführt werden sollen. Solche Zähler sind allgemein bekannt und brauchen
hier nicht näher beschrieben zu werden.
Zum Betrieb der in Fig. 4 gezeigten Anordnung sind drei mit den Buchstaben P, Q und R in Fig. 4C bezeichnete Impulse erforderlich.
Die Impulse P, Q und R werden vom Taktimpuls (nicht dargestellt) abgeleitet, der auf der Plattenspur für jedes Bit vor-
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handen ist. Der P-Impuls fällt mit dem Datenbitimpuls zusammen
und die Impulse Q und R liegen zeitlich zwischen dem Datenbitimpuls und dem folgenden Taktimpuls. Die Anwendung von Taktimpulsen
und Datenbitimpulsen auf den Plattenspuren ist allgemein bekannt und braucht daher nicht näher beschrieben zu werden.
Beim Betrieb der in Fig. 4 gezeigten Anordnung wird das Schieberegister
123 auf 0 zurückgestellt, wenn die Operation begonnen wird. Ein Adreßzähler 136 und ein Bitzähler 140 sowie die Flip-Flops
138, 142, 166 und 186 werden am Anfang auf 0 gestellt. Der
Name der gesuchten Datei wird in das Dateinamensregister 132 durch geeignete Einrichtungen (nicht dargestellt) geladen. Ein
Sonderzeichen, welches das Ende einer Datei bezeichnet, ist im Abschnitt 114 der Fig. 3A enthalten dargestellt und wird in das
Dateiendregister 134 geladen. Der von der Anfangsadreßaufzeichnung
auf der Platte abgeleitete Startimpuls wird auf eine Leitung 188 geleitet, um ein Flip-Flop 186 auf 1 zu setzen. Diese
Einstellung gestattet dem P-Impuls, über das UND-Glied 183 ein Tor 144 zu betätigen und das vorliegende Bit von der Platte in
das erste Flip-Flop des Schieberegisters 123 zu laden und es gestattet dem R-Impuls, über dem UND-Glied 185 den Inhalt des
Schieberegisters 123 um ein Bit nach rechts zu verschieben.
Während die Bits von der Platte gelesen werden, werden sie in . das linke Ende des Schieberegisters 123 durch den P-Impuls über
das UND-Glied 183 und das Tor 144 geladen. Mit dem Q-Impuls
werden verschiedene Steuerungen vorgenommen und dieser tritt erst in Tätigkeit, wenn das Schieberegister 123 ein Muster des
entweder in der Fig. 5 oder in der Fig. 6 gezeigten Formates enthält.
Wenn der gewünschte Dateiname im Abschnitt 124 des Schieberegisters
123 erscheint, stimmt der Inhalt des Abschnittes 124 mit dem Inhalt des Dateinamensregisters 132 überein und erregt dadurch
eine zu einer Vergleichereinheit 145 führende Leitung 146. Wenn der nächste Q-Impuls erscheint, wird das UND-Glied 148 ein-
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geschaltet und erzeugt ein Ausgangssignal, welches auf die beiden
Tore 150 und 152 geleitet wird. Die im Abschnitt 126 des Schieberegisters 123 enthaltene Information wird dadurch auf ein
Anfangsadreßregister 154 und die im Abschnitt 130 des Schieberegisters 123 enthaltene Information auf ein Endadreßregister
156 übertragen. Der Q-Impuls tritt dann erst wieder in Aktion,
wenn das das Ende der Datei bezeichnende Sonderzeichen im Abschnitt 128 des Schieberegisters 123 erscheint.
Wenn das Dateiendzeichen im Abschnitt 128 erscheint, wird der Inhalt des Abschnittes 128 des Schieberegisters 123 mit dem Inhalt
des Dateiendregisters 134 übereinstimmen und dadurch eine zu einer Vergleichereinheit 157 führende Leitung 158 erregen.
Wenn der nächste Q-Impuls jetzt auftritt, wird das UND-Glied 160 eingeschaltet und erzeugt ein Ausgangssignal, welches durch
eine Verzögerungsschaltung 162 verzögert wird und danach das
Flip-Flop 138 auf 1 setzt und dadurch den Adreßzähler 136 startet.
Durch die Erregung der Leitung 158 wird außerdem das Flip-Flop 166 auf 1 gesetzt und die Suche nach der Datei begonnen.
Das Flip-Flop 166 hat die Aufgabe, eine mögliche Übereinstimmung zwischen dem Inhalt des Anfangsadreßregisters 154 und dem Inhalt
des Adreßzählers 136 bis zum richtigen Zeitpunkt zu verzögern. Dieser ist gekommen, wenn der Inhalt des Dateiendregisters 134
mit dem Inhalt des Abschnittes 128 des Schieberegisters 123 übereinstimmt. Die im Anfangsadreßregister 154 gespeicherte Anfangsadresse kann 0 sein und mit dem Inhalt des Adreßzählers 136 übereinstimmen,
der ja gemäß obiger Ausführung am Anfang auch auf 0 gesetzt wird.
Wenn das Flip-Flop 138 am Anfang auf 1 steht, erhöht der P-Impuls
über ein UND-Glied 164 den Adreßzähler 136. Wenn das Flip-Flop 142 auf 1 steht, erhöht der P-Impuls über ein UND-Glied 174 den
Bitzähler 140. In diesem Zusammenhang wird angenommen, daß der Bitzähler 140 von O bis 15 zählt und dann zum Wert 0 zurückkehrt.
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Wenn der Inhalt des Anfangsadreßregisters 154 von O verschieden
ist, wird das Flip-Flop 142 erst auf 1 gesetzt, wenn der Adreßzähler
136 auf den Punkt erhöht wird, an welchem sein Inhalt mit dem Inhalt des Anfangsadreßregisters 154 übereinstimmt. Die
Verzögerungsschaltungen 162 und 172 sind erforderlich, um das Setzen der Flip-Flops 138 und 142 auf 1 zu verzögern, bis der
Q-Impuls endet.
Diese Verzögerung ist notwendig, weil mit dem Q-Impuls das Ausgangssignal
des BitZählers 140 geprüft wird. Wie nachfolgend noch erklärt wird, muß die Stellung des Bitzählers 140 aus zeitlichen
Gründen jedesmal geprüft werden, bevor der Zähler erhöht wird. Für diese Prüfung wird der Q-Impuls an ein UND-Glied 176
angelegt. Wenn zu diesem Zeitpunkt der Inhalt des Bitzählers auf 0 steht und der Inhalt des Adreßzählers 136 von 0 verschieden
ist, wird das UND-Glied 176 eingeschaltet und erzeugt ein Ausgangssignal, welches ein Tor 178 betätigt, wodurch die in
dem Abschnitt 130 des Schieberegisters 123 stehenden 16 werthohen Bits ausgegeben werden.
Die im Endadreßregister 156 enthaltene Endadresse muß ein Vielfaches
von 16 sein, weil die Information in Wörtern von 16 Bit angeordnet ist. Wenn der Inhalt des Adreßzählers 136 beim Vergleich
mit der Endadresse im Endadreßregister 136 ein gleiches Ergebnis liefert, steht der Inhalt des Bifczählers 140 auf 0 und
der Q-Impuls leitet das letzte Wort der Datei aus. Der Q-Impuls stellt außerdem über ein UND-Glied 180 und eine Verzögerungsschaltung
182 die Flip-Flops 142, 138 und 166 sowie den Inhalt des Bitzählers 140 auf 0 zurück. Zu diesem Zeitpunkt stellt der Q-Impuls
außerdem den Inhalt des Adreßzählers 136 und die Abschnitte
124 bis 130 des Schieberegisters 123 auf 0 zurück. Auf einer Leitung 184 wird außerdem ein Signal erzeugt, x^elches die Beendigung
der Operationen anzeigt.
In Fig. 7 ist dargestellt, wie die 16 werfchohen Bits des Abschnittes
130 des Schieberegisters 123 zxs: Susananensetzung des
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Wortes verwendet werden. In diesem Zusammenhang ist der P-Impuls
der Impuls, welcher das letzte Bit des Sonderzeichens in dem Taktzyklus ausschob, in welchem das letzte Bit des Sonderzeichens,
welches das Ende des Dateizeichens bezeichnet, in den Abschnitt 128 des Schieberegisters 123 verschoben wurde. Während
dieses Taktzyklus stimmte der Inhalt des Abschnittes 128 des Schieberegisters 123 mit dem Inhalt des Registers 134 überein,
wodurch das Adreßzähler-Plip-Flop 138 auf 1 gesetzt wurde. Während
desselben Taktzyklus verschob außerdem der R-Impuls den
gesamten Inhalt des Schieberegisters 123 um ein Bit nach rechts und schaffte dadurch links einen Leerraum.
Aus Fig. 7 ist zu ersehen, daß dieser Leerraum das Flip-Flop im werthohen Teil im Abschnitt 130 des Schieberegisters 123 ist.
Im nächsten Taktzyklus leitet der P-Impuls das erste Bit des ersten Datenwortes ein und erhöht außerdem den Adreßzähler
auf 1. In diesem Zyklus wird außerdem das in das Flip-Flop 1 geladene Bit in das Flip-Flop 2 verschoben. Im nächsten Zyklus
wird das zweite Bit des Wortes in das Flip-Flop 1 gesetzt und der Adreßzähler auf 2 erhöht. Dieser Vorgang läuft in aufeinanderfolgenden
Zyklen weiter, bis im 16. Taktzyklus das 16. Bit des Wortes in das Flip-Flop 1 des Abschnittes 130 des Schieberegisters
123 geladen wird und zu diesem Zeitpunkt der Inhalt des Adreßzählers 126 auf 16 vorgeschaltet wird. Wenn der Bitzähler
140 auch arbeitet, wird er nicht auf 16 vorgeschaltet, sondern sein.Inhalt kehrt auf 0 zurück. Während dieses Zyklus,
in welchem das 16. Bit des Wortes in das Schieberegisters 123 gesetzt wird, kann also der Q-Impuls über ein UND-Glied 176
ein Tor 178 einschalten und die 16 Bits auf eine Ausgabeeinheit ausleiten. Bei dieser Anordnung werden 16 Bit große Wörter in
den 16 werthohen Flip-Flops des Abschnittes 130 des Schieberegisters 123 zusammengesetzt und an eine Ausgabeeinheit oder
auch eine zentrale Verarbeitungseinheit übertragen.
Die Erfindung wurde nur im Zusammenhang mit einer Datei beschrie-Docket
YO 970 009 109851/1715
ben, es können jedoch auch mehrere Dateien in einer Such- und Leseoperation aus einem bestimmten Block gelesen werden.
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Docket YO 970 009
Claims (6)
- PATENTANSPRÜCHESchaltungsanordnung zur Steuerung des Zugriffs bei bewegten Oberflächenspeichern, insbesondere zum Zugriff einer Datei in einem Plattenspeicher bei vorgegebenen Dateinamen mit einer Such- und Leseoperation, dadurch gekennzeichnet, daß der Name der gewünschten Datei in ein Dateinamenregister (12) und die Blockadresse in eine Lesesteuereinheit (20) während des Einsteilens des Lesekopfes geladen wird und daß nach dem Abfühlen der richtigen Blockadresse ein im Block vorhandenes Inhaltsverzeichnis nach dem gewünschten Dateinamen abgefühlt wird durch Vergleich des äußersten rechten Wortes in einem Schieberegister (10) für Dateinamen mit dem Inhalt des Dateinamensregisters (12) durch eine zwischengeschaltete Vergleicherstufe (22) und daß bei Übereinstimmung die blockinterne Adresse der gewünschten Datei aus einem Wort des Schieberegisters (10) in ein Dateianfangsadreßregister (14) gespeichert wird und die Adresse der nächsten Datei in ein Endadreßregister (16) aus dem am weitesten links stehenden Wort im genannten Schieberegister (10) übertragen wird, wobei der Inhalt eines blockinternen Adreßregisters (18) heraufgesetzt und mit dem Inhalt des Anfangsadreßregisters (14) verglichen wird, wonach bei Übereinstimmung sofort das Auslesen der entsprechenden Datei bis zum Feststellen des Dateiendes erfolgt.
- 2. Schaltungsanordnung nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß bei Übereinstimmung zwischen dem Dateinamen im Inhaltsverzeichnis und dem der gewünschten Datei die blockinterne Adresse (AfM) der gewünschten Datei aus dem dritten Wort des Schieberegisters (10) in das Dateianfangsadreßregister (14) über eine Übertragungsstufe (24) geladen wird und daß die Adresse (Af ^) der nächsten Datei in das Endadreßregister (16) aus dem am weitesten links ste-109851/1715Docket YO 970 009henden Wort im Schieberegister (10) über eine Übertragungsstufe (26) eingetragen wird.
- 3. Schaltungsanordnung nach den Ansprüchen 1 und 2, dadurch gekennzeichnet, daß das Schieberegister (10 bzw. 123) in vier Abschnitte (124, 126, 128 und 130) unterteilt ist und daß die gesamte auf einer Aufzeichnungsspur oder in einem Block vorhandene Information bitweise von links nach rechts durch das Schieberegister (10 bzw. 123) geschoben wird.
- 4. Schaltungsanordnung nach Anspruch 3, dadurch gekennzeichnet, daß jedem der Abschnitte (124, 126, 128 und 130) des Schieberegisters (123) ein Register (132, 134, 154 und 156) mit vor- oder nachgeschaltetem Vergleicher (145, 154, 156 und 157) zugeordnet ist, deren andere Eingänge von einem Adressenzähler (136) und einem Bitzähler (140) gesteuert werden.
- 5. Schaltungsanordnung nach den Ansprüchen 1 bis 4, dadurch gekennzeichnet, daß die im Endadreßregister (156) enthaltene Endadresse ein Vielfaches der Anzahl der Bits der Informationswörter ist.
- 6. Schaltungsanordnung nach den Ansprüchen 1 bis 5, dadurch gekennzeichnet, daß der Inhalt des BitZählers (140) auf Null steht, wenn der Inhalt des Adreßzählers (136) beim Vergleich mit der Endadresse im Endadreßregister (156) übereinstimmt, wodurch von Taktimpulsen (z. B. Q) über ein UND-Glied (180) und eine Verzögerungsschaltung (182) Flip-Flops (138, 142 und 166) zurückgestellt werden, wobei gleichzeitig ein Taktimpuls (Q) den Inhalt des Adreßzählers (136) und die Abschnitte (124 bis 130) des Schieberegisters (123) auf Null stellt, wodurch auf einer Leitung (184) ein Signal erzeugt wird, das das Ende der Operation anzeigt.109851/1715Docket YO 970 009/fLeerseite
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