JP2000285023A - ファイル制御装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】記憶デバイスを論理的に構築するファイル制御
装置において、物理的に同一の記憶デバイスへのアクセ
ス競合を防止し、性能低下を回避することを目的とす
る。 【解決手段】新たなブロックをキャッシュメモリに追加
する際に、既存のブロックを追い出す必要が生じた場合
に、最もアクセス頻度の低い物理的な記憶デバイスに保
存されるデータの中の、最もアクセス頻度の低いブロッ
クを対象とする。このために、従来のデータ優先情報に
加えて、装置優先情報を備えることし、物理的な装置後
との優先順位を管理することとした。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、情報処理システム
における外部記憶デバイスを制御するファイル制御装置
に関するものである。特に、複数のディスク型記憶デバ
イスの制御を司る制御装置に好適なファイル制御装置に
関する。

【０００２】

【従来の技術】計算機システムのデータ記憶のために、
磁気ディスク装置などの記憶デバイスが使用されてい
る。記憶デバイスは固有の物理的な記憶容量を持ってい
る。計算機システムにおいては、一つの物理的な記憶デ
バイスが一つの論理的な記憶デバイスとして使用され
る。また、別の計算機システムでは、一つの物理的な記
憶デバイスが複数の論理的な記憶デバイスとして扱われ
る場合もある。あるいは逆に、複数の物理的な記憶デバ
イスが一つの論理的な記憶デバイスとして扱われる場合
もある。

【０００３】例えば、ファイル制御装置は、大容量の物
理的な記憶デバイスの中に小容量の論理的な記憶デバイ
スが複数台存在するように見せかける構成を提供する。
また、ファイル制御装置は、小容量の記憶デバイスを複
数台組合せて、大容量の記憶デバイスが一台存在するよ
うに見せかける構成も提供する。

【０００４】このようなエミュレーションが行われるの
は、物理的な記憶デバイスの増設等が行われる際に、こ
れらをアクセスするソフトウェアの変更を防ぐためであ
る。

【０００５】物理的な一つの記憶デバイスが、そのまま
論理的にも一つの記憶デバイスとして使用されると、論
理的な記憶デバイスの容量は物理的な記憶デバイスの容
量に依存することとなる。このため、物理的な記憶デバ
イスの容量が変更される毎に、アクセスを制御するソフ
トウェアは修正される必要がある。そうでなければ、ソ
フトウェアは、新たな論理容量をもつ記憶デバイスへア
クセスすることができない。物理的な記憶デバイスが、
日々新たに開発され、多種多様なデバイスが存在する現
代において、これは深刻な問題である。

【０００６】一方、論理的な記憶デバイスの制御と物理
的な記憶デバイスの制御とが分離されれば、新たな容量
を持つ物理的な記憶デバイスが記憶装置に接続する際に
も、問題は発生しない。ファイル制御装置が、論理的
に、一定の記憶容量をもつ装置をエミュレーションする
ことで、記憶デバイスへのアクセスを制御するソフトウ
ェアは、新たな記憶デバイスを、従来の装置と同じもの
として扱うことができる。このため、ソフトウェアの修
正が不要になるという利点がある。

【０００７】このような理由を背景に、物理的な記憶デ
バイスの容量が増大するにつれ、一つの物理的な記憶デ
バイスの中に複数個の論理的な記憶デバイスをエミュレ
ーションして実現する方法が広く実施されるようになっ
てきた。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】以上のような場合、ソ
フトウェアは論理的な記憶デバイスをアクセス対象とし
ている。したがって、ソフトウェアは一つの物理的な記
憶デバイスに割り当てられた異なる複数個の論理的な記
憶デバイスを同時にアクセスすることがある。そうなる
と、同時には、一つの論理的な記憶デバイスの読み書き
だけが実行され、他の論理的な記憶デバイスに対するア
クセスは待たせられることとなる。

【０００９】大型計算機を用いた計算機システムでは、
一つの記憶デバイスに対するアクセスは、同時には一つ
しか発行されない。したがって、物理的な記憶デバイス
と論理的な記憶デバイスとが一致していた場合は、この
ような"待ち"は発生しない。このため、複数個の論理的
な記憶デバイスが一つの記憶デバイスに構成される場合
（すなわち、物理的な記憶デバイスと論理的な記憶デバ
イスとが分離された場合）の方が、サーバからのアクセ
スに対して、性能が低下したように見える。

【００１０】以上のようなアクセス性能低下を軽減する
ために、ファイル制御装置は、通常、複数個の同時アク
セスを可能とするディスクキャッシュを備える。ディス
クキャッシュには論理的な記憶デバイスの内容の一部を
記憶しておく。

【００１１】例えば、物理的な記憶デバイスに二つの論
理的な記憶デバイスが割り当てられたとする。この場
合、二つの論理的な記憶デバイスに保存されているそれ
ぞれのデータが、両方ともディスクキャッシュ上に記憶
されていれば、いずれのデータも同時にアクセス可能と
なる。

【００１２】次に、一方の論理的な記憶デバイスに保存
されているデータがディスクキャッシュ上に記憶され、
他方の論理的な記憶デバイスに保存されているデータは
ディスクキャッシュ上に記憶されていないとする。この
場合、一方のデータはディスクキャッシュから転送され
る。それと同時に、ディスクキャッシュ上にデータが記
憶されていない他方のデータは物理ディスクから転送さ
れる。

【００１３】以上のように、ディスクキャッシュを使用
することで、サーバは、物理的な記憶デバイスに割り当
てられた複数の論理的なデバイスに保存されているデー
タヘ、同時にアクセスできる可能性が高くなる。

【００１４】このため、ある物理的な記憶デバイスとキ
ャッシュメモリとの間で、データの読み出し処理及びデ
ータの書き出し処理が同時に発生する場合が、著しく増
えることとなった。また、一つの物理的な記憶デバイス
に対するアクセスが集中する可能性も考えられる。

【００１５】しかし、従来のディスクキャッシュ制御で
は、物理的な記憶デバイス上に複数個の論理的な記憶デ
バイスが存在することは考慮されていない。つまり、論
理的な記憶デバイスに関するアクセス頻度だけがディス
クキャッシュのデータ管理に使用されており、物理的な
記憶デバイスに関するアクセス頻度はデータ管理に使用
されていなかった。

【００１６】このため、従来のファイル制御装置におけ
るディスクキャッシュ制御では、キャッシュメモリを備
えることによる本来の効果が十分に発揮されない場合が
ある。

【００１７】図９を用いて、この問題を詳細に説明す
る。

【００１８】記憶装置２０内にはＳＩＦＭ３３が２個
（３３−１及び３３−２）、ＤＩＦＭ３４が３個（３４
−１〜３４−３）、物理的な記憶デバイス２１が３台
（２１−１〜２１−３）、キャッシュメモリ４０ヘのア
クセスパス３５は２個（３６−１及び３６−２）備わっ
ているものとする。また、一つの物理的な記憶デバイス
のそれぞれ（２１−１〜２１−３）に、二つの論理的な
記憶デバイス（５０−１と５１−１〜５０−３と５１−
３）が構成されている。

【００１９】記憶装置２０のファイル制御装置３０に備
えられている制御部３１は、制御記憶４１を含む。制御
記憶４１にはキャッシュデータ対応情報４２が配置され
ている。キャッシュデータ対応情報４２とは、あるデー
タについて、そのデータが記録されている記憶デバイス
内の位置（ブロック）と、そのデータのコピーが記憶さ
れているキャッシュメモリ内の位置との対応関係を示す
情報である。

【００２０】図１０は、キャッシュメモリに記憶された
データを管理するための、従来のデータ優先情報４２の
イメージ図である。データ優先情報４２は、ブロック単
位の管理を行うための情報である。ブロックとは、記憶
デバイスに保存されているデータの一部のコピーをい
う。このデータ優先情報は、例えば、優先度順にブロッ
クのエントリ６０が並べられている構造となっている。

【００２１】データ入れ替えの方法の一つとして、ＬＲ
Ｕ(Least recently used)方式が使用されることが多
い。ＬＲＵ方式とは、最も最近アクセスされたものに、
最も高い優先度を与え、最後にアクセスされてから最も
時間の経っているものに最も低い優先度を与える制御方
式をいう。

【００２２】図１０左側の状態で、論理的な記憶デバイ
ス１１（５０−１）のブロックｅのデータが、新たにキ
ャッシュメモリに記憶される。この場合、テーブル４２
には、当該ブロックに対応した新しいエントリ６０−１
が加えられる。すると、最も優先度の低いエントリ６０
−２に対応した、論理的な記憶デバイス１１（５０−
１）のブロックａのデータがキャッシュメモリから追い
出される（図１０中）。

【００２３】ここで、「データがキャッシュメモリから
追い出される」とは、当該データが、論理的に、キャッ
シュメモリに記憶されていない状態にされることを言
う。例えば、実際にはデータ自体をキャッシュメモリ上
に残したままで、ファイル制御装置が当該領域を空き領
域として認識する場合を含む。

【００２４】また、この「追い出し」は、キャッシュメ
モリに空き領域が不足した場合にのみ発生するものでは
ない。例えば、キャッシュメモリに空き領域が残存して
いても、記憶装置全体の性能向上のために、ファイル制
御装置が、定期的にキャッシュメモリからデータを追い
出すような制御を行うこともある。

【００２５】更に論理的な記憶デバイス１２（５１−
１）のブロックｆのデータが、新たにキャッシュメモリ
に記憶される。この場合、テーブル４２には、当該ブロ
ックに対応した新たなエントリ６０−３が加えられる。
すると、論理的な記憶デバイス１２（５１−１）のブロ
ックｂのデータに対応したエントリ６０−４が、データ
優先情報４２から追い出される（図１０右）。

【００２６】図１０左側の状態では、論理的な記憶デバ
イス１１（５０−１）のブロックａのデータも、論理的
な記憶デバイス１２（５１−１）のブロックｂのデータ
も、どちらもキャッシュメモリには記憶されていない状
態である。（前述のように、キャッシュメモリに当該デ
ータ自体が存在する場合はある。しかし、ファイル制御
装置は、当該データの格納されているキャッシュメモリ
上の領域を空き領域と認識している。このため、ファイ
ル制御装置は、実際にはキャッシュメモリ上のデータに
アクセスすることはできない。したがって、これらのデ
ータは、論理的には、キャッシュメモリ上には記憶され
ていない状態となる。）この場合に、両ブロックへのア
クセスがサーバから同時に要求されると、物理的な記憶
デバイス１（２１−１）へのアクセスが競合する。両者
は同じ物理的な記憶デバイス２１−１へのアクセスとな
る。このため、どちらかのブロックヘのアクセスは他の
一万のアクセスが終了するまで待たされることになる。

【００２７】本発明は、このような性能低下を防止する
ことを目的とする。

【００２８】

【課題を解決するための手段】図２は、本発明にかかる
計算機システム全体の構成を示した図である。

【００２９】計算機システムは、データアクセスを行う
サーバ１０と記憶装置２０からなる。記憶装置２０は、
記憶デバイス２１−１〜２１−ｋとファイル制御装置３
０とから構成される。

【００３０】サーバ１０から記憶装置２０へデータの読
み出しが要求されると、記憶装置２０内に備えられたフ
ァイル制御装置３０は、対象の記憶デバイスからデータ
を読み出してサーバ１０ヘ送る。

【００３１】サーバ１０から記憶装置２０へデータの書
きこみが要求されると、記憶装置２０内に備えられたフ
ァイル制御装置３０は、対象の記憶デバイスヘデータを
書き込む。

【００３２】図２では、記憶デバイス２１はファイル制
御装置にｋ台接続されている。サーバ１０からデータの
書き込みが記憶装置２０へ指示されると、記憶装置２０
内に備えられたファイル制御装置３０は、対象となる記
憶デバイスを選択し、当該記憶デバイスに書き込みが行
われる。

【００３３】図３は、記憶装置２０のブロック構成例を
示した図である。

【００３４】データを記憶しておく装置は記憶デバイス
２１−１〜２１−ｋ、記憶デバイス２１−１〜２１−ｋ
を制御する装置はファイル制御装置３０と呼ばれる。

【００３５】ファイル制御装置３０の内部には、ファイ
ル制御装置３０全体を制御する制御部３１と、該制御部
３１が管理するリソースの管理状況が記録される制御記
憶３２と、サーバ１０とのインタフェースを制御するモ
ジュールＳＩＦＭ３３と、記憶デバイス２１とのインタ
フェースを制御するモジュールＤＩＦＭ３４とが含まれ
る。

【００３６】さらにファイル制御装置３０の内部には、
記憶デバイス２１のデータの一部を記憶するためのキャ
ッシュメモリ４０が含まれる。

【００３７】ＳＩＦＭ３３やＤＩＦＭ３４を複数個備え
ることも可能である。記憶デバイス２１の例としては磁
気ディスクや光ディスク等のディスク装置などが挙げら
れる。

【００３８】サーバ１０から記憶装置２０にアクセス要
求があった場合、ファイル制御装置３０は、アクセス対
象のデータがキャッシュメモリ４０に記憶されているか
否かをまず確かめる。

【００３９】アクセス対象のデータがキャッシュメモリ
４０に記憶されていれば、そのデータをサーバ１０から
のアクセス要求に対して使用する。

【００４０】アクセス対象のデータがキャッシュメモリ
４０記憶されていない場合、サーバ１０からのアクセス
内容に応じて次のような処理を行う。

【００４１】アクセスがデータの読み出しである場合、
ファイル制御装置３０は、アクセス対象のデータを記憶
デバイス２１から読み出してサーバ１０ヘ転送する。こ
の時、ファイル制御装置３０は、記憶デバイス２１から
読み出されたデータをキャッシュメモリ４０にも記憶し
ておく。ファイル制御装置３０は次のアクセスに備え
る。

【００４２】アクセスがデータの書き込みである場合、
ファイル制御装置３０は、書き込みデータをキャッシュ
メモリ４０に書き込む。ファイル制御装置３０は、キャ
ッシュメモリ４０に書き込まれたデータを、適当な時期
に記憶デバイス２１ヘ書き戻す。

【００４３】キャッシュメモリ４０の容量は、記憶デバ
イス全体２１−１〜２１−ｋの記憶容量より少ない。こ
のため、アクセスに応じて、ファイル制御装置３０は、
キャッシュメモリ４０内のデータの追い出しを行う必要
がある。新規なデータ記憶や、データの追い出しは、一
定のデータ単位で行われる。

【００４４】本実施例では、データの管理はＬＲＵ方式
で行われているものとする。最も優先度の高いエントリ
がテーブルの上位に配置されている。

【００４５】サーバ１０に対するアクセスパス（すなわ
ち、インタフェースＳＩＦＭ３３とキャッシュメモリ４
０ヘの経路３５）が複数個あれば、サーバ１０は、キャ
ッシュメモリ４０内の複数のデータヘ同時にアクセスす
ることが可能となる。この時、同一の物理的な記憶デバ
イスに割り当てられている異なる論理的な記憶デバイス
に対するサーバ１０からのアクセスに対しても、アクセ
ス対象のデータの少なくとも一方がキャッシュメモリ４
０上に存在すれば、サーバ１０は同時にアクセスするこ
とが可能となる。

【００４６】図４は、本発明に係るデータ優先情報の内
容の遷移を概念的に示した図である。

【００４７】キャッシュメモリ４０に記憶されているデ
ータは、図４左側に示すような優先順で並んでいるとす
る。この場合に、論理的なデバイス１１（５０−１）の
ブロックｅに対応する新しいエントリ６０−１が、デー
タ優先情報４２へ加えるられることを考える。

【００４８】論理的な記憶デバイス１１（５０−１）及
び論理的な記憶デバイス１２（５０−２）は、物理的な
記憶デバイス１（２１−１）に含まれている。したがっ
て、この場合には、物理的な記憶デバイス１（２１−
１）以外の物理的な記憶デバイスに保存されるブロック
のデータが、キャッシュメモリから追い出される。そう
すれば、論理的な記憶デバイス１１（５０−１）と論理
的な記憶デバイス１２（５０−２）のブロックのデータ
が追い出される可能性が減少する。

【００４９】例えば、図４左側の場合に、物理的な記憶
デバイス１に構成されている論理的な記憶デバイス以外
で最も優先度の低い、論理的な記憶デバイス２２（５１
−２）のブロックｃ（エントリ６０−５）と論理的な記
憶デバイス２１（５０−２）のブロックｄ（エントリ６
０−６）ｊを先に追い出せば、データ優先情報４２の内
容は、図４右側のように変化する。そうすれば、図４右
側の状態で、論理的な記憶デバイス５０−１のブロック
ａや、論理的な記憶デバイス５１−１のブロックｂへの
アクセス要求にも、ファイ制御装置３０は、同時に応じ
ることが可能となる。

【００５０】このため、本発明にかかるファイル制御装
置は、論理的な記憶デバイスのブロックに対する管理
と、物理的な記憶デバイスに対する管理を併用すること
する。これにより、同時アクセスの可能性の低下が防止
される。

【００５１】

【実施例】［実施例１］図１は、本発明の実施例を示し
たものである。

【００５２】本実施例では、一つの物理的な記憶デバイ
スには、それぞれ二つの論理的な記憶デバイスが構成さ
れている。記憶装置２０内にはＳＩＦＭが２個（３３−
１及び３３−２）、ＤＩＦＭが３個（３４−１〜３４−
３）、物理的な記憶デバイスは３台（２１−１〜２１−
３）、キャッシュメモリ４０ヘのアクセスバスは２個
（３６−１及び３６−２）が備わっているものとする。

【００５３】記憶装置２０に備えられているファイル制
御装置３０の制御部３１は、制御記憶４１と演算処理部
４５を含む。制御記憶４１にはデータ優先情報（４２−
１）、装置優先情報（４２−２）、及びキャッシュデー
タ対応情報（４２−３）が設けられている。演算処理部
４５は、制御記憶に格納されたプログラムに従って動作
し、ファイル制御装置全体を制御する。

【００５４】図５は、装置優先情報を具体化したテーブ
ルの一例を示した図である。

【００５５】このテーブルは、物理的な記憶デバイス単
位の管理を行うためのテーブルである。このテーブルに
は、物理的な記憶デバイスのエントリが並べられてい
る。

【００５６】図の構造では、一段が一つのエントリであ
る。一つのエントリは、一つの物理的な記憶デバイスの
情報を示している。

【００５７】各エントリには、昇順に「エントリ番号」
が付されている。これは、所定のメモリアドレスからの
オフセット値であることが多い。図では、エントリは三
つ作成されている。したがって、キャッシュメモリに記
憶されているデータの保存先となる物理的な記憶デバイ
スは、多くとも３台であることを意味する。

【００５８】「デバイス番号」は、物理的な記憶デバイ
スの番号を示している。図のような状態であれば、エン
トリ０は物理的な記憶デバイス１についての情報であ
り、エントリ1は物理的な記憶デバイス２についての情
報であり、エントリ２は物理的な記憶デバイス３につい
ての情報である。

【００５９】「前」は当該エントリより一つ優先度の高
いエントリ番号を示しいてる。「後」は、当該エントリ
より一つ優先度の低いエントリ番号を示している。この
ため、最も優先度の高いエントリの「前」にはヌル値
（図では「＊」で示されている。実際には、全てのビッ
トをオンにした値が用いられることが多い。）が設定さ
れている。また、最も優先度の低いエントリの「後」に
もヌル値が設定さている。

【００６０】図の状態では、優先度は、高い順から「デ
バイス１、デバイス３、デバイス２」であることが分か
る。

【００６１】図６は、データ優先情報を具体化したテー
ブルの一例を示した図である。

【００６２】このテーブルは、ブロック単位の管理を行
うためのテーブルである。このテーブルには、ブロック
のエントリが並べられている。ブロックとは、記憶デバ
イスに保存されているデータの一部のコピーをいう。

【００６３】図の構造では、装置優先情報同様、一段が
一つのエントリである。ただし、一つのエントリは、一
つのブロックの情報を示している。

【００６４】各エントリには、昇順に「エントリ番号」
が付されている。これは、所定のメモリアドレスからの
オフセット値であることが多い。図では、エントリは４
つ作成されている。したがって、キャッシュメモリに記
憶されているブロックは４っつであることを意味する。

【００６５】「物理デバイス番号」は、ブロックが保存
される物理的な記憶デバイスの番号を示している。「論
理デバイス番号」は、ブロックが保存される論理的な記
憶デバイスの番号を示している。他のテーブルを参照す
ることにより、「物理的な記憶デバイス」と「論理的な
記憶デバイス」との関係が明らかであれば、「論理デバ
イス番号」は、データ優先情報にとって必須の情報では
ない。しかし、本実施例では、データ優先情報が、「物
理的な記憶デバイス」と「論理的な記憶デバイス」との
関係をも示すものとする。

【００６６】図のような状態であれば、論理的な記憶デ
バイス１１と１２は、ともに物理的な記憶デバイス１に
構成されていることが、エントリ０及びエントリ１を参
照することで認識できる。また、論理的な記憶デバイス
２１と２２は、ともに物理的な記憶デバイス２に構成さ
れていることも、エントリ２及びエントリ３を参照する
ことで認識できる。

【００６７】「ブロック番号」は、キャッシュメモリ４
０に記憶されているブロックの番号（すなわち、論理的
な記憶デバイスに保存されている各データ毎に付されて
いる唯一な番号）を示している。

【００６８】図のような状態であれば、例えば、エント
リ０は、『「物理的な記憶デバイス１」に構成されてい
る「論理的な記憶デバイス１１」に保存されているブロ
ックａ』ついての情報である。

【００６９】「前」及び「後」は、データ優先情報と同
様である。

【００７０】図の状態では、優先度は、高い順から「論
理的な記憶デバイス２１のブロックｃ、論理的な記憶デ
バイス２２のブロックｄ、論理的な記憶デバイス１２の
ブロックｂ、論理的な記憶デバイス１１のブロックａ」
であることが分かる。

【００７１】ファイル制御装置３０は、サーバ１０から
読み出しを要求されたデータがキャッシュメモリ４０に
記憶されていれば、キャッシュメモリ４０からデータを
転送する。ファイル制御装置３０は、サーバ１０から読
み出しを要求されたデータがキャッシュメモリ４０に記
憶されていなければ、記憶デバイスからデータを読み出
して転送する。

【００７２】サーバ１０が書き込みを要求したデータが
キャッシュメモリ４０に記憶されいてれば、ファイル制
御装置３０は、サーバ１０が書き込みを要求したデータ
で、キャッシュメモリ４０に記憶されいてるデータを更
新する。サーバ１０が書き込みを要求したデータがキャ
ッシュメモリ４０に記憶されていなければ、ファイル制
御装置３０は、一旦、記憶デバイスから対象となるデー
タをキャッシュメモリ４０内へ読み出して記録する。そ
の後、ファイル制御装置３０は、サーバ１０から転送さ
れたデータで、キャッシュメモリに記録されたデータを
更新する。

【００７３】あるいはファイル制御装置３０は、サーバ
が書き込みを要求したデータを、記憶デバイスからデー
タを読み出すことなく、キャッシュメモリヘ直接書き込
む。

【００７４】キャッシュメモリ４０内で更新されたデー
タは、例えば、そのデータを含むブロックがキャッシュ
メモリ上から追い出される時に、記憶デバイスヘ書き戻
される。

【００７５】本実施例では、エントリの管理はＬＲＵ方
式で行われるとする。制御部３１は、読み出しや書き込
みの要求があったブロックを含む物理的な記憶デバイス
のエントリに対し、装置優先情報（４２−２）の中で最
も高い優先度を与える。

【００７６】例えば、装置優先情報（４２−２）を具体
化したテーブルが図５（ａ）に示すような状態であった
場合に、物理的な記憶デバイス３にアクセスがあったと
する。この場合、物理的な記憶デバイス３に対応するエ
ントリ２に対して、最も高い優先度が与えられる。この
為に、制御部３１は、当該エントリの「前」にヌル値
（＊）を設定し、「後」に「０」を設定する。エントリ
０は、物理的な記憶デバイス３へのアクセスが発生する
以前に、最も優先順位の高かかったエントリである。制
御部３１は、エントリ０の「前」には、「２」を設定す
る。エントリ２は、今回最も優先度を高くするエントリ
である。

【００７７】次に、制御部３１は、エントリ２の元
「前」だったエントリ０の「後」に、エントリ２の元
「後」だったエントリ１を設定する。制御部３１は、エ
ントリ２の元「後」だったエントリ１の「前」に、エン
トリ２の元「前」だったエントリ０を設定する。これ
で、優先順位の変更は終了する。

【００７８】最終的には、装置優先情報を具体化したテ
ーブルは、図５（ｂ）のようになる。この状態では、優
先度は、高い順から「デバイス３、デバイス１、デバイ
ス２」となる。

【００７９】また、制御部３１は、読み出しや書き込み
の要求があったブロックのエントリに、データ優先情報
（４２−１）の中で最も高い優先度を与える。

【００８０】例えば、データ優先情報（４２−１）を具
体化したテーブルが図６（ａ）に示すような状態であっ
た場合に、論理的な記憶デバイス１１のブロックａにア
クセスがあったとする。

【００８１】この場合、制御部３１は、論理的な記憶デ
バイス１１のブロックａに対応するエントリ０に最も高
い優先度を与える。この為に、制御部３１は、当該エン
トリの「前」にヌル値（＊）を設定し、「後」に「２」
を設定する。エントリ２は、論理的な記憶デバイス１１
のブロックａへのアクセスが発生する以前に、最も優先
順位の高かかったエントリである。制御部３１は、エン
トリ２の「前」には、「０」を設定する。エントリ０
は、今回最も優先度を高くするエントリである。

【００８２】次に、制御部３１は、元エントリ０の
「前」だったエントリ１の「後」に、元エントリ０の
「後」だったヌル値（＊）を設定する。これで、優先順
位の変更は終了する。

【００８３】最終的には、装置優先情報を具体化したテ
ーブルは、図６（ｂ）のようになる。この状態では、優
先度は、高い順から「論理的な記憶デバイス１１のブロ
ックａ、論理的な記憶デバイス２１のブロックｃ、論理
的な記憶デバイス２２のブロックｄ、論理的な記憶デバ
イス１２のブロックｂ」となっている。

【００８４】キャッシュメモリ４０が全て使用されてい
る状態で、サーバ１０からの読み出しや書き込み要求に
よって新たなブロックが必要となった場合には、制御部
３１は、以下の処理を行う。

【００８５】制御部３１は、装置優先情報上で最も優先
度の低い物理的な記憶デバイスのエントリを見つける。
本実施例にあっては、装置優先情報を具体化したテーブ
ルは図５（ａ）のような状態であるとする。この場合
は、対象となるブロックは、物理的な記憶デバイス２と
なる。

【００８６】次に、制御部３１は、対象となる物理的な
記憶デバイス２に保存される最も優先度の低いブロック
を、データ優先情報を参照することによって検出する。
本実施例にあっては、データ優先情報を具体化したテー
ブルは図６（ａ）のような状態であるとする。

【００８７】制御部３１は、データ優先情報を優先度の
低い順から検索する。最も優先度の低いエントリは、エ
ントリ０である。しかし、エントリ０は、物理的な記憶
デバイス１についてのエントリであるので、対象となら
ない。

【００８８】次に優先度の低いエントリは、エントリ１
である。これも、物理的な記憶デバイス１についてのエ
ントリであるので、対象とならない。

【００８９】その次は、エントリ３である。これは、物
理的な記憶デバイス２につていのエントリである。した
がって、当該エントリに示されている論理的な記憶デバ
イス２２ブロックｄが追い出し対象となる。

【００９０】最後に、制御部３１は、対象となるデータ
が占めているキャッシュメモリを開放して、当該メモリ
を新たなブロックのために使用する。

【００９１】この際、関放されたメモリに記憶されてい
るデータが更新されたものであれば、制御部３１は、当
該データを記憶デバイスヘ書き戻す。

【００９２】なお、上述の処理の結果、ある物理的な記
憶デバイスに含まれる論理的な記憶デバイスのブロック
が、キャッシュメモリから全て追い出されることとなっ
たする。この場合は、制御部３１は、その物理的な記憶
デバイスのエントリを装置優先情報から追い出しすれ。
そうすれば、装置優先情報から無駄なエントリが省かれ
る。これにより、制御部３１は、装置優先情報の検索時
間を短縮することができる。

【００９３】逆に、データ優先情報へ新たにエントリ
を、追加する際に、対応する論理的な記憶デバイスを含
む物理的な記憶デバイスのエントリが、装置優先情報上
になかったとする。この場合は、制御部３１は、物理的
な記憶デバイスのエントリを装置優先情報に追加する必
要がある。

【００９４】次に、制御部３１は、サーバからのアクセ
ス要求を受け付けた場合の処理手順を図７のフローを用
いて説明する。

【００９５】制御部３１は、サーバからのアクセス要求
を、ＳＩＦＭからの通知により検出する（Ｓ１０１）。
制御部３１は、サーバから通知されるアクセス対象のデ
ータを認識する（Ｓ１０２）。制御部３１は、アクセス
対象のデータがキャッシュメモリに記憶されているか否
かを、データ優先情報４２−１を参照して判断する（Ｓ
１０３）。

【００９６】アクセス対象のデータがキャッシュメモリ
に記憶されている場合は、制御部３１は、データ優先情
報４２−１を更新し（Ｓ１０４）し、装置優先情報４２
−２を更新し（Ｓ１０５）、処理を終了する。本実施例
では、優先順位管理には、ＬＲＵ制御が使用されている
こととしている。したがって、データ優先情報の更新と
は、具体的には、制御部３１が、アクセス対象のデータ
の優先順位を最も高いものに変更することをいう。装置
優先情報の更新とは、具体的には、制御部３１が、アク
セス対象のデータが保存される物理的な記憶装置の優先
順位を最も高いものに変更することをいう。以上で、制
御部の処理は終了する（Ｓ１０６）。

【００９７】一方、アクセス対象のデータがキャッシュ
メモリに記憶されていない場合は、制御部３１は、以下
のような、当該データをキャッシュメモリに登録する処
理を行う。

【００９８】制御部３１は、キャッシュメモリ内に、新
たにデータを登録することができるだけの未使用領域が
存在するか判断する（Ｓ２０１）。もし、未使用領域が
存在すれば、制御部３１は、ＤＩＦＭに対して、対象デ
ータを未使用領域のいずれかに記憶させることを指示す
る（Ｓ２０２）。データの記憶が終了した後、制御部３
１は、データ優先情報４２−１を更新し（Ｓ２０３）
し、装置優先情報４２−２を更新し（Ｓ２０４）、処理
を終了する。本実施例では、優先順位管理には、ＬＲＵ
制御が使用されるととしている。したがって、データ優
先情報の更新とは、具体的には、制御部３１が、アクセ
ス対象のデータを優先順位の最も高いものとしてテーブ
ルに追加することをいう。装置優先情報の更新とは、具
体的には、制御部３１が、アクセス対象のデータが保存
される物理的な記憶デバイスを優先順位の最も高いもの
としてテーブルに追加することをいう。あるいは、既に
当該物理的な記憶デバイスが装置優先情報に登録されて
いる場合は、制御部３１が、アクセス対象のデータが保
存される物理的な記憶デバイスに最も高い優先順位を与
えるこという。以上で、制御部３１の処理は終了する
（Ｓ１０６）。

【００９９】また、キャッシュメモリ内に、新たなデー
タを登録することができるだけの未使用領域が存在しな
い場合は、制御部３１は、更に以下の処理を行う。

【０１００】制御部３１は、装置優先情報を検索し、優
先度の最も低い物理的な記憶デバイスを追い出し対象デ
バイスに決定する（Ｓ３０１）。制御部３１は、データ
優先情報を検索し、追い出し対象デバイスに決定された
物理的なデバイスに保存されるデータのうちで、優先度
の最も低いデータを検索し、追い出し対象データに決定
する（Ｓ３０２）。

【０１０１】制御部３１は、追い出し対象データがキャ
ッシュメモリ上で更新されていないか（すなわちク、キ
ャッシュメモリに記憶されているデータと記憶デバイス
上のデータとが異なっていないか）を検証する。異なっ
ていれば、制御部３１は、データの書き戻しが必要であ
ると判断する（Ｓ３０３）。制御部３１は、データの書
き戻しが必要であると判断した場合は、ＤＩＦＭに対し
て、当該データの書き戻しを指示する（Ｓ３０４）。

【０１０２】制御部３１は、データ優先情報４２−１及
び装置優先情報４２−２を更新（Ｓ３０５）し、処理を
終了する。本実施例では、優先順位管理に、ＬＲＵ制御
が使用されることとしている。したがって、データ優先
情報の更新とは、具体的には、追い出し対象と決定され
たデータを、制御部３１がテーブルから追い出すことを
いう。装置優先情報の更新とは、具体的には、追い出し
対象とされたデータが保存される物理的な記憶デバイス
のエントリを、制御部３１がテーブルから追い出すこと
を言う。ただし、当該データが、当該データの保存され
ている物理的な記憶デバイスからキャッシュメモリに転
送されたデータの中で、最後のデータである場合に限
る。それ以外の場合は、装置優先情報の更新の必要はな
い。

【０１０３】制御部３１は、データ優先情報の更新が終
了した後、対象のデータが専有していたキャッシュメモ
リを開放することで、対象のデータの追い出しを完了す
る（Ｓ３０６）。これにより、キャッシュメモリに未使
用領域が生成される。

【０１０４】以降は、前述した、キャッシュメモリへの
データの追加と同様の処理が行われることとなるので、
詳細は省略する。

【０１０５】以上、キャッシュメモリからのデータの追
い出しが、キャッシュメモリへの新たなデータを記憶す
る際に発生する場合について述べた。しかし、本発明
は、このような場合の追い出しのみではなく、例えば、
制御部が定期的にキャッシュメモリからデータを追い出
す場合にも、適用できる。

【０１０６】この場合は、制御部は、図７に示したＳ３
０１〜Ｓ３０６の処理を行えば良い。

【０１０７】［実施例２］前述したように、現在の記憶
装置は、物理的な記憶デバイスと論理的な記憶デバイス
とを完全に分離して制御している。したがって、実施例
１で示したように、一つの物理的な記憶デバイスに複数
の論理的な記憶デバイスを構築することが可能である。

【０１０８】一方、図８に示すように、複数の物理的な
記憶デバイスに複数の論理的な記憶デバイスを構築する
ことも可能である。図の場合、論理的な記憶デバイス５
０−２は、物理的な記憶デバイス２１−２と２１−３と
にまたがって構築されている。換言すれば、論理的な記
憶デバイス５０−２に保存されるデータは、物理的な記
憶デバイス２１−２と２１−３との両方に分割されて記
録されているといえる。論理的な記憶デバイス５１−２
も同様である。

【０１０９】このような構成の記憶装置に、本発明を適
用する場合にも、データ優先情報及び装置優先情報の概
念に変更を加える必要はない。データ優先情報及び装置
優先情報の取り扱いも変更する必要はない。

【０１１０】図７に示したフローを使って、実施例２に
おける注意点を中心に説明する。

【０１１１】制御部３１は、装置優先情報４２−２を更
新する（Ｓ１０５）。装置優先情報の更新とは、制御部
３１が、アクセス対象のデータが保存される物理的な記
憶装置に最も高い優先順位を与えることをいう。ここ
で、本実施例の場合は、論理的な記憶デバイスが決定さ
れても、物理的な記憶デバイスは一つに特定されない。
しかし、データ優先情報には、キャッシュメモリに記憶
されているデータが、どの物理的な記憶デバイスに保存
されているかが示されている。このため、アクセス対象
のデータが記憶されている物理的な記憶装置は、データ
優先情報を参照することで把握できる。

【０１１２】一方、アクセス対象のデータがキャッシュ
メモリに記憶されておらず、キャッシュメモリ内に、新
たにデータを登録することができるだけの未使用領域が
存在すれば、制御部３１は、データの記憶が終了した
後、装置優先情報４２−２を更新（Ｓ２０４）する。こ
の場合でも、制御部は、アクセス対象のデータが記憶さ
れている物理的な記憶装置はデータ優先情報を参照する
ことで把握できる。

【０１１３】また、キャッシュメモリからデータを追い
出す場合には、制御部３１は、装置優先情報４２−２を
更新し（Ｓ３０５）し、処理を終了する。装置優先情報
の更新とは、追い出し対象とされたデータが保存される
物理的な記憶デバイスのエントリを、制御部３１がテー
ブルから追い出すことを言う。ただし、当該データが、
当該データの保存されている物理的な記憶デバイスから
キャッシュメモリに転送されたデータの中で、最後のデ
ータである場合に限る。それ以外の場合は、装置優先情
報の更新の必要はない。この場合でも、制御部３１は、
データ優先情報を参照することで、アクセス対象のデー
タが記憶されている物理的な記憶装置を把握できるた
め、本発明の目的は達成される。

【０１１４】

【発明の効果】以上のようなキャッシュメモリ内のブロ
ック管理を行うことによって、使用頻度が最も低い物理
的な記憶デバイスに保存されるデータの中で、最も使用
頻度の低いものから順に、キャッシュメモリから追い出
される。

【０１１５】これにより、使用頻度の高い物理的な記憶
デバイスに構築された論理的な記憶デバイスに保存され
るデータが、キャッシュメモリから追い出される可能性
を低くすることができる。このため、一つの物理的な記
憶デバイスに構築された複数の論理デバイスに対するデ
ータ読み出しの競合を回避することができる。

【０１１６】また、新たなデータのキャッシュへの記憶
に際して、同一の物理的なデバイスに対する読み出しと
書き戻しとが、競合することを回避することができる。

【０１１７】この結果、本発明は、サーバに対する同時
アクセスの可能性を向上させ、データアクセスの効率化
を図ることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明に係る記憶装置のブロック図である。

【図２】本発明にかかる計算機システム全体の構成を示
した図である。

【図３】記憶装置のブロック構成図である。

【図４】本発明にかかるデータ優先情報の内容の遷移を
示す概念図である。

【図５】装置優先情報の一例を示した図である。

【図６】データ優先情報の一例を示した図である。

【図７】ファイル制御装置の処理フローである。

【図８】本発明にかかるファイル制御装置の一実施例を
示した図である。

【図９】従来のファイル記憶装置の詳細図である。

【図１０】従来のデータ優先情報の内容の遷移を示す概
念図である。

【符号の説明】

１０ サーバ ２０ 記憶装置 ２１ 物理的な記憶デバイス ３０ ファイル制御装置 ３１ 制御部 ３２ 制御記憶 ４０ キャッシュメモリ ４１ 制御記憶 ４２−１ データ優先情報 ４２−１ 装置優先情報 ４２−１ キャッシュデータ対応情報 ４５ 演算処理部 ５０ 論理的な記憶デバイス ５１ 論理的な記憶デバイス

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数の記憶デバイスに接続され、当該記憶
   デバイスに保存されている複数のデータを記憶するキャ
   ッシュメモリと、 前記記憶デバイスとキャッシュメモリとの間でのデータ
   転送を制御する制御部と、を備えたファイル制御装置で
   あって、 前記制御部は、 前記複数のデータが記憶されているキャッシュメモリ内
   の位置と当該複数のデータが保存されるべき前記記憶デ
   バイス内の位置との関係を示すキャッシュデータ対応情
   報と、前記キャッシュメモリに記憶されている複数のデ
   ータについての優先順位を示すデータ優先情報と、前記
   接続されている複数の物理的な記憶デバイスについての
   優先順位を示す装置優先情報と、に従って前記記憶デバ
   イスと当該キャッシュメモリとの間でのデータ転送を制
   御すること、を特徴とするファイル制御装置。
2. 【請求項２】前記制御部は、キャッシュメモリに記憶さ
   れているデータを追い出す場合に、前記装置優先情報及
   びデータ優先情報に従って、優先度が最も低い物理的な
   記憶デバイスに保存されるべきデータの中で最も優先順
   位の低いデータを対象とすること、を特徴とする請求項
   １記載のファイル制御装置。
3. 【請求項３】前記制御部は、キャッシュメモリへの新た
   なデータの登録に伴ってキャッシュメモリに記憶されて
   いるデータを追い出す場合に、前記キャッシュデータ対
   応情報とデータ優先情報と装置優先情報とに従って、該
   新たに登録されるデータが保存されていた記憶デバイス
   とは物理的に異なる記憶デバイスに保存されるべきデー
   タの中で最も優先順位の低いデータを対象とすること、
   を特徴とする請求項１記載のファイル制御装置。