JP2002196980A - データローディング方法および装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】ディスク装置の分割された個々の記憶領域の動
作モードが固定であるので、同一の記憶領域内において
中央処理装置からディスク装置へのアクセスパターンが
経時的変動する場合にはキャッシュメモリの利用効率を
最適に維持できない。 【解決手段】ディスク制御装置はディスク装置と中央処
理装置に接続され、かつ、ディスク装置上のある物理領
域をキャッシュ管理単位とするキャッシュメモリを有す
る。アクセス対象となった領域を含むキャッシュ管理単
位内のデータが、キャッシュメモリ内に全く存在しない
とき、中央処理装置からのアクセス対象となった領域の
データのみをキャッシュメモリにロードする。この後、
このキャッシュ管理単位内のデータで、すでにキャッシ
ュメモリ内に格納されているデータ以外のデータにアク
セスがあったとき、このキャッシュ管理単位内のキャッ
シュメモリ内に格納されているデータ以外のデータをキ
ャッシュメモリにロードする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、キャッシュメモリ
を有する制御装置において、キャッシュメモリへのロー
ディングを行なうのに好適なデータローディング方法に
関する。

【０００２】

【従来の技術】外部記憶装置として用いられる磁気ディ
スク装置などにおいては、比較的安価に大きな記憶容量
を実現できるという利点がある。しかし記憶媒体である
磁気ディスクの回転待ちやヘッドのシーク動作などに起
因して、データの記録，再生などにおけるアクセス速度
の向上には自ずと限界がある。

【０００３】このため、外部記憶装置として磁気ディス
ク装置などを備えた電子計算機システムにおいては次の
ようにしている。中央処理装置と磁気ディスク装置との
間に介在して両者間のデータの授受を制御する磁気ディ
スク制御装置などに、磁気ディスク装置よりも高速なア
クセスが可能な半導体メモリなどからなるキャッシュメ
モリを設ける。そして磁気ディスク装置に格納されてい
るデータの一部をこのキャッシュメモリに格納して、中
央処理装置からのアクセスに応答することにより、磁気
ディスク装置と中央処理装置との間の大きな動作速度の
差異を緩和する。このように磁気ディスク装置と中央処
理装置との間のデータの授受を効率化することが一般的
である。

【０００４】その場合、中央処理装置からアクセスされ
る目的のデータがキャッシュメモリ上に存在する確率、
すなわちヒット率を可能な限り大きくすることがキャッ
シュメモリをより有効に機能させるなどの観点から重要
である。そのために従来から以下のような種々の技術が
提案されている。

【０００５】例えば、オーム社刊「電子情報通信ハンド
ブック」（１９８８年）には、キャッシュメモリに対す
るデータローディングはトラック単位で行なわれてい
る。

【０００６】また、たとえば、特開昭５５−１５４６４
８号公報に開示される技術では次のようにしている。磁
気ディスク装置の記憶領域を複数個に分割する。その分
割された各々の記憶領域に応じて異なる動作モードを予
め設定する。中央処理装置からの入出力指令によって指
定される記憶領域に対応した動作モードに切り替えるよ
うにする。以上のようにしてヒット率の向上を図ろうと
するものである。

【０００７】また、たとえば、特開昭６０−１４３６０
号公報に記載される技術では次のようにしている。ヒッ
ト／ミス等の統計データをディスク制御装置で収集す
る。収集した統計データを中央処理装置に転送する。こ
れらの統計データに基づいて、オペレータやシステム管
理者が現在のキャッシュメモリの利用状態が最適か否か
を判断する。その判断結果に基いて磁気ディスク装置か
らキャッシュメモリ上にロードされるデータの範囲すな
わちキャッシュ対象範囲を適切に制御する。このように
して、中央処理装置と磁気ディスク装置との間における
データの転送効率を向上させようとしている。

【０００８】さらに、情報処理学会、第２９回全国大
会、ｐｐ．１６９−１７０においては、シーケンシャル
・アクセスの認識をディスク制御装置で行い、あるトラ
ックに対するシーケンシャル・アクセスが完了した後、
このトラックをキャッシュメモリから最も追い出されや
すいデータとして扱うという方法が提案されている。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上記、
「電子情報通信ハンドブック」では、ローディングのオ
ーバーヘッドが大きく、アクセス対象データがキャッシ
ュ内に存在する確率が高い場合は問題にならないが、存
在確率が低い場合には、キャッシュ導入により、かえっ
て性能が劣化する可能性があった。

【００１０】これに対しては、アクセス対象となったレ
コードのみをキャッシュにロードする方式が考えられる
が、一般的には、トラック内のレコード長は可変長であ
り、トラック単位の管理を基本としたローディング方式
が必要である。

【００１１】また、特開昭５５−１５４６４８号公報で
は、ディスク制御装置では、中央処理装置からアクセス
特性を指示し、これに従って、ローディング方法（動作
モード）を選択する。従って、中央処理装置に負担がか
かる。また、中央処理装置でアクセス特性が認識しきれ
ない場合、キャッシュメモリへの適切なローディング方
法が選択できなかった。

【００１２】また、分割された個々の記憶領域について
見れば動作モードは固定であるので、同一の記憶領域内
において中央処理装置からディスク装置へのアクセスパ
ターンが経時的変動する場合にはキャッシュメモリの利
用効率を最適に維持することができないという問題があ
る。

【００１３】すなわち、同一の記憶領域に設けられたフ
ァイルを、たとえばランダムなアクセスが主なオンライ
ン処理とシーケンシャルなアクセスが主なバッチ処理と
で共用する場合などに対応が困難となる。

【００１４】特開昭６０−１４３６０号公報では、磁気
ディスク制御装置において得られた統計情報を判断する
のがオペレータやシステム管理者である。したがって、
業務により磁気ディスク装置への中央処理装置からのア
クセスパターンが異なるなどの場合、実行する業務に合
わせて時々刻々とキャッシュ対象範囲（キャッシュメモ
リにロードすべきデータの範囲）を最適に制御すること
が事実上不可能であるという問題点がある。

【００１５】さらに、上記情報処理学会論文では、ディ
スク装置への典型的なアクセスパターンであるシーケン
シャル・アクセスの認識を行っている。認識の結果、ア
クセス済みのトラックをキャッシュから最も追い出され
やすく制御するのみで、特にローディング方法を選択す
るという内容ではない。

【００１６】本発明の目的は、磁気ディスクのトラック
を構成しているレコードが可変長の場合、トラック単位
の管理方法をベースとしてローディングオーバーヘッド
を少なくすることが可能な、ローディング方法を提供す
ることにある。

【００１７】本発明の他の目的は、ディスク制御装置に
おいて、各入出力要求のアクセス特性を把握して、この
結果、ヒット率の向上とローディング・オーバーヘッド
の軽減を実現するローディング方法を提供することにあ
る。

【００１８】

【課題を解決するための手段】本発明の目的は次のよう
にして達成される。ディスク制御装置はディスク装置と
中央処理装置に接続され、かつ、ディスク装置上のある
物理領域をキャッシュ管理単位（キャッシュメモリの管
理単位）とするキャッシュメモリを有する。中央処理装
置からのアクセス対象となった領域を含むキャッシュ管
理単位内のデータが、キャッシュメモリ内に全く存在し
ないとき、中央処理装置からのアクセス対象となった領
域のデータのみをキャッシュメモリにロードする初期ロ
ーディングを行う。この後、このキャッシュ管理単位内
のデータで、すでにキャッシュメモリ内に格納されてい
るデータ以外のデータにアクセスがあったとき、このキ
ャッシュ管理単位内の、キャッシュメモリ内に格納され
ているデータ以外のデータをキャッシュメモリに追加ロ
ードすることを特徴とするデータローディング方法によ
って達成される。

【００１９】さらに、本発明の他の目的は次のようにし
て達成される。

【００２０】入出力要求をシーケンシャル・アクセスと
これ以外の入出力要求とに分類する。シーケンシャルア
クセスはアクセス特性の把握が容易で、かつ、効率のよ
いローディング方法を決定することが容易である。

【００２１】シーケンシャル・アクセスと認識した場
合、現在アクセス中のトラックから、複数のトラックの
先読み・ローディングを行う。

【００２２】シーケンシャル・アクセスでないと認識し
た場合、この入出力要求がアクセス対象としているデー
タを含むキャッシュ管理単位（通常はトラック）がキャ
ッシュメモリ内に滞在する間に中央処理装置からアクセ
ス対象となる部分を統計情報により予測し、この部分の
みをローディングすることにより、ヒット率とローディ
ングの軽減をバランスよく実現する。

【００２３】

【発明の実施の形態】以下、本発明の一実施例を図面を
引用しつつ説明する。

【００２４】図１は、本発明の一実施例であるキャッシ
ュ制御方法の一例の動作を説明する概念図である。図２
はこのキャッシュ制御方法が適用される情報処理システ
ムの一例の構成を示すブロック図である。

【００２５】まず、図２などにより、本実施例における
情報処理システムの構成の概略を説明する。

【００２６】たとえば、汎用の電子計算機などの一部を
構成する中央処理装置（Ｃｅｎｔｒａｌ Ｐｒｏｃｅｓ
ｓｉｎｇ Ｕｎｉｔ）１（上位システムと呼ぶこともあ
る。）と、外部記憶装置としての磁気ディスク装置２と
の間に、両者間におけるデータおよびコマンドなどの授
受を制御するディスク制御装置３（制御装置）が設けら
れている。

【００２７】図２にはディスク装置２を１台図示してあ
るが、一般に、一台のディスク制御装置が接続される。

【００２８】中央処理装置１には、中央処理装置１と外
部との間におけるデータおよびコマンドなどの授受を制
御するチャネル装置１１が設けられている。

【００２９】一方、ディスク制御装置３には、チャネル
インターフェイス制御部３１およびデバイスインターフ
ェイス制御３２部が設けられており、それぞれ、チャネ
ル装置１１とディスク制御装置３との間におけるデータ
およびコマンドの遣り取り、およびディスク制御装置３
と磁気ディスク装置２との間におけるデータの遣り取り
などを受け持っている。

【００３０】さらに、このチャネルインターフェイス制
御部３１とデバイスインターフェイス制御部３２との間
には、これらを制御するプロセッサ３３と、当該プロセ
ッサ３３の制御プログラムなどが格納された制御メモリ
３４が設けられている。

【００３１】また、チャネルインターフェイス制御部３
１とデバイスインターフェイス制御部３２とは、データ
パス３５によって接続されている。

【００３２】このデータパス３５の一部には、たとえば
磁気ディスク装置２よりもはるかに動作の高速な半導体
メモリなどからなるキャッシュメモリ３６が設けられて
いる。

【００３３】そして、磁気ディスク装置２に格納されて
いるデータの中で、上位のチャネル装置１１を介して中
央処理装置１からアクセスされる確率の高いものを予め
複写しておき、このキャッシュメモリ３６に格納された
データによって上位の中央処理装置１の側からのアクセ
ス要求に応答することにより、高速のチャネル装置１１
の側と動作の遅い磁気ディスク装置２との間におけるデ
ータの授受の効率を高めるものである。

【００３４】さらに、データパス３５において、キャッ
シュメモリ３６よりもデバイスインターフェイス制御部
３２により近い側には、データバッファ３７が介設され
ており、デバイスインターフェイス制御部３２と、キャ
ッシュメモリ３６およびチャネルインターフェイス制御
部３１などとの間で授受されるデータが一時的に蓄えら
れるように構成されている。

【００３５】また、キャッシュメモリ３６およびデータ
バッファ３７の動作は前記マイクロプロセッサ３３によ
って制御されている。

【００３６】一方、前記磁気ディスク装置２において
は、図４に示されるように、記憶媒体である複数の磁気
ディスク２１の各々の両面に同心円状に複数のトラック
２２が設けられており、各々のトラック２２には図３に
示されるようにデータの記録単位の一種であるレコード
が複数個格納されている。

【００３７】また、個々の磁気ディスク２１の両面に
は、それぞれ磁気ディスク２１の回転中心から距離が互
いに等しい状態で当該磁気ディスク２１の径方向に同時
に同一方向に移動して、目的のトラック上への位置付け
動作、すなわちシーク動作を行う複数の図示しないヘッ
ドが対向して配置されており、この図示しないヘッドを
介して任意のトラック２２に対する前記レコードなどの
データの記録・再生動作が行われる。

【００３８】さらに、この複数のヘッドを磁気ディスク
２１の径方向に変位させることなしに、すなわち回転中
心から等距離にあり、所要時間の長いシーク動作を行う
ことなくヘッドの選択操作のみで高速に連続したアクセ
スが可能な一群のトラック２２によりシリンダ２３が構
成されている。

【００３９】そして、上位の中央処理装置１の側からの
任意のレコードへのアクセスは、このシリンダ２３の番
号，図示しないヘッドの番号（トラック番号）およびレ
コード番号などを指定して行われるものである。

【００４０】この場合、キャッシュメモリ３６には、図
１に示されるように、磁気ディスク装置２における複数
のトラック２２の任意の幾つかにそれぞれ対応する複数
のトラックスロット３６１〜３６７…が設けられてい
る。磁気ディスク装置２の任意のトラック２２に格納さ
れているレコードＲなどのデータがそのトラック２２に
格納されている場合と等価な記録形式でこのトラックス
ロット３６１〜３６７…に随時複写（ロード）される。

【００４１】これにより、チャネル装置１１は、そのア
クセスに際して、キャッシュメモリ３６に目的のデータ
が存在する場合には、高速なアクセスが可能なものであ
る。

【００４２】さらに、キャッシュメモリ３６の内部にお
けるこれらの複数のトラックスロット３６１〜３６７…
は、キャッシュメモリ管理テーブル４によって管理され
ている。

【００４３】キャッシュ管理テーブル４には個々のトラ
ックスロットに対応する複数のエントリ４１が設けられ
る。個々のエントリ４１には、個々のトラックスロット
に格納されたデータの複写元のトラック２２の磁気ディ
スク２１における図示しない格納位置情報（シリンダ番
号，トラック番号など）と、キャッシュメモリ３６内に
おけるトラックスロットの格納位置を指す図示しないポ
インタなどが記録されている。

【００４４】さらに、個々のエントリ４１、すなわち個
々のエントリ４１に属する個々のトラックスロットはキ
ャッシュ管理テーブル４においてＬＲＵ法（Ｌｅａｓｔ
Ｒｅｃｅｎｔｌｙ Ｕｓｅｄ ｌｏｗ）により管理さ
れている。

【００４５】すなわち、中央処理装置１からチャネル装
置１１を介して磁気ディスク装置２の所定のデータにア
クセスの要求があった場合には、まず、キャッシュ管理
テーブル４を検索してキャッシュメモリ３６上に目的の
データがあるか否かが調べられる。目的のデータが存在
する（以下、ヒットと記す）場合には、キャッシュメモ
リ３６内のデータを用いた高速なアクセスが可能とな
る。一方、目的のデータが存在しない（以下、ミスと記
す）場合には、直接に磁気ディスク装置２に対してアク
セスを行うことになる。

【００４６】このミスの場合には、たとえば、磁気ディ
スク装置２からチャネル装置１１に読み出されるデータ
は同時にキャッシュメモリ３６に複写され、次のアクセ
スに備えることとなる。この複写に際しては、解放され
るべきトラックスロットが選択される。キャッシュメモ
リ３６に設けられた複数のトラックスロット３６１〜３
６７…の中で最も古い時点でアクセスがあったもの、す
なわち、キャッシュ管理テーブル４のＬＲＵ管理におい
て最も順位の低い（ＯＵＴ側）エントリ４１に対応する
ものが選択される。複写されたトラックスロットに対応
するエントリ４１をＬＲＵ管理の最上位（ＩＮ側）に位
置づける操作が行われる。

【００４７】すなわち、最近にアクセスされたデータは
次にアクセスされる可能性が高いのでなるべく長くキャ
ッシュメモリ３６の内部に保持する。最も古い時点でア
クセスされたデータが格納されているトラックスロット
を新しいデータの複写のために開放する。このようにし
てヒット率の向上を図るものである。

【００４８】本実施例においては、前述のようなミスの
際に行われる磁気ディスク装置２からキャッシュメモリ
３６への所望のデータのロードの仕方などを規定するキ
ャッシュ動作モードとして少なくとも次の２種類が設け
られている。ローディングモードとレコードモードであ
る。

【００４９】図３に示されるように、磁気ディスク装置
２における任意のトラック２２に格納されている複数の
レコードのうち、任意のレコードＲ_ｎにアクセスがあっ
た場合に、レコードＲ_ｎの後方（必ずしも連続していな
い）に格納されているレコードに対するアクセスの確率
が高いと見なす。レコードＲ_ｎの次から、そのトラック
終端までのすべてのレコードをキャッシュメモリ３６の
所定のトラックスロットに複写する。これがローディン
グモードである。レコードモードは複写の所要時間およ
びデータパス３５の占有時間などを最小にするなどの観
点からアクセスのあった当該レコードＲ_ｐのみを複写す
るモードである。

【００５０】前述のキャッシュ管理テーブル４の複数の
エントリ４１の各々は、次のように構成されている。図
１に示されるように、エントリ４１に属するトラックス
ロットに対するアクセスの際に後述の所定の条件に従っ
てインクリメントされるカウンタ４１ａと、そのトラッ
クスロットにおける現在のキャッシュ動作モードを識別
するモード識別情報４１ｂとが記録されるように、各々
のエントリ４１は構成されている。

【００５１】さらに、本実施例の場合には、磁気ディス
ク２１において回転中心から等距離にある一群のトラッ
ク２２（トラックスロット）を含む前述のシリンダ２３
の各々に対応する複数のエントリ５１を有するシリンダ
統計情報テーブル５が設けられている。個々のトラック
スロットにおけるキャッシュ動作モードはこのシリンダ
単位で管理されている。

【００５２】すなわち、このシリンダ統計情報テーブル
５の各々のエントリ５１には、当該エントリ５１に対応
するシリンダ２３の現在のキャッシュ動作モードを記録
するモード識別情報５１ａと、当該シリンダ２３に対す
る全アクセス回数が記録されるアクセス回数記録部５１
ｂと、前記キャッシュ管理テーブル４におけるカウンタ
４１ａの値などに基づいて後述の所定の契機に＋１され
るローディングモードカウンタ５１ｃと、レコードモー
ドカウンタ５１ｄとが設けられている。

【００５３】そして、本実施例では、アクセス回数記録
部５１ｂの値と、ローディングモードカウンタ５１ｃま
たはレコードモードカウンタ５１ｄとの比の大小に応じ
て、個々のシリンダ２３を単位として随時、前述のキャ
ッシュ動作モードを切り替える操作が自動的に行われる
ものである。

【００５４】以下、本実施例のキャッシュ制御方式の動
作の一例を図５を用いて説明する。

【００５５】中央処理装置１は、チャネル装置１１を介
してディスク制御装置３にシリンダ番号，ヘッド番号
（トラック番号），レコード番号などを指示して磁気デ
ィスク装置２に対するアクセスを要求する。この要求に
対応して、図５の処理が開始する。

【００５６】ディスク制御装置３は、シリンダ統計情報
テーブル５の該当するシリンダ番号ＣＹＬ＃のアクセス
回数記録部５１ｂを＋１する（ステップ６０）。次に、
このシリンダのキャッシュ動作モードを判定する（ステ
ップ６１）。

【００５７】ローディングモードの場合を説明する。指
示されたシリンダ番号，トラック番号などにより、キャ
ッシュメモリ３６を検索し、目的のレコードを探す（ス
テップ６２）。目的のレコードが見つからないとき（ス
テップ６３）、次のように処理する。

【００５８】目的のレコードをロードするトラックスロ
ットを解放する（ステップ６４）。このトラックスロッ
トの解放に関しては後述する。中央処理装置１がアクセ
スを要求した目的のレコードＲ_ｍに引き続く後続のレコ
ードＲ_ｍ＋１，Ｒ_ｍ＋２を、ロードする（ステップ６
６）。このローディングは磁気ディスク装置２の該当す
るシリンダ番号およびトラック番号のトラック２２か
ら、ＬＲＵ法によって管理される所定のたとえばトラッ
クスロット３６２にロードすることにより実現する。こ
のローディングと同時または、トラックスロットに格納
した後に、要求されたレコードＲ_ｍをチャネル装置１１
に送出する（ステップ６７）。キャッシュ管理テーブル
４の該当エントリ４１のモード識別情報４１ｂがローデ
ィングモードを示すようにする（ステップ６８）。当該
トラックスロットに対応するキャッシュ管理テーブル４
の該当エントリ４１のカウンタ４１ａに初期値１をセッ
トする（ステップ６９）。

【００５９】そして、以降、当該トラックスロット３６
２において後続のレコードＲ_ｍ＋１，Ｒ_ｍ＋２にアクセ
スの要求があれば、当該レコードＲ_ｍ＋１，Ｒ_ｍ＋２は
キャッシュ内に保持されているので高速にアクセスでき
る（ステップ７０）。この場合、ディスク制御装置３
は、キャッシュ管理テーブル４における当該トラックス
ロット３６２に対応するエントリ４１のカウンタ４１ａ
を＋１する（ステップ７１）。

【００６０】したがって、現在ローディングモードにあ
るトラックスロット３６２は、ロードの契機となった先
頭のレコードＲ_ｍで１回、後方のレコードＲ_ｍ＋２で１
回の合計２回アクセスされたのでキャッシュ管理テーブ
ル４のカウンタ４１ａの値は２となる。

【００６１】つまり、本カウンタ４１ａにより対応する
現在ローディングモードにあるトラックスロットが何回
アクセスされたかがわかる。

【００６２】すなわち、１度しかアクセスされない場合
（ロード時のみの場合）、カウンタは初期値１のままで
ある。たとえば同じローディングモードにあるトラック
スロット３６５のカウンタ４１ａの値は１であるのでロ
ードの契機となった先頭のＲ _ｎしかアクセスされていな
いことがわかる。

【００６３】いま、現在ローディングモードにあるトラ
ックスロット３６５は、次に新しいデータがキャッシュ
内にロードされる際に、キャッシュメモリ３６から解放
される（トラックスロット３６５にアクセスがきた場合
を除く）位置にある。すなわち、当該トラックスロット
３６５に対応するキャッシュ管理テーブル４のエントリ
４１のＬＲＵ法の順位が最下位にあるとする。

【００６４】このとき、本実施例では、ローディングモ
ードにある当該トラックスロット３６５が解放される
（ステップ６４）際に、キャッシュ管理テーブル４にお
いて当該トラックスロット３６５に対応するエントリ４
１のカウンタ４１ａが規定の値以下であるもの（本実施
例の場合１）については、シリンダ統計情報テーブル５
において当該トラックスロット３６５が属するシリンダ
２３のエントリ５１にあるローディングモードカウンタ
５１ｃを＋１する（ステップ６５）。

【００６５】すなわち、シリンダ統計情報テーブル５に
おけるローディングモードカウンタ５１ｃの値は、ロー
ディングモードによるキャッシュメモリ３６へのロード
後、ロードの契機となった当該トラックスロットの先頭
レコード以外のレコードには１度もアクセスがこないま
ま開放されたトラックスロットが当該シリンダ２３の中
に何本あるかを示すことになる。

【００６６】そして、ディスク制御装置３は、当該シリ
ンダ２３にアクセスがくるたびにローディングモードカ
ウンタ５１ｃの値のアクセス回数記録部５１ｂの値に対
する割合Ｘ_Ｌを求める（ステップ７２）。

【００６７】そして、この割合Ｘ_Ｌがある規定の割合
（Ｋ）を超えていた場合（本例の場合Ｋ＝０.８）（ス
テップ７３）、磁気ディスク装置２からキャッシュメモ
リ３６へのロードに際して、ローディングモードにより
同一トラック内の複数のレコードを複写しても無駄であ
ると判断し、キャッシュ動作モードを、現在のローディ
ングモードからレコードモードに切り替える（ステップ
７４）。

【００６８】同時に、シリンダ統計情報テーブル５の当
該シリンダ２３に対応するエントリ５１のアクセス回数
記録部５１ｂおよびローディングモードカウンタ５１ｃ
をクリアする（ステップ７５）。

【００６９】たとえば、図１のシリンダ統計情報テーブ
ル５において、シリンダ番号ＣＹＬ＃が２４８番のエン
トリ５１においては、アクセス回数記録部５１ｂおよび
ローディングモードカウンタ５１ｃの値がそれぞれ１４
および１２であり、 Ｘ_Ｌ＝１２／１４≒０.８５ となる。Ｘ_Ｌが規定の０.８を超えているので動作モー
ドの変更が必要であると判断される。

【００７０】このため、ディスク制御装置３は、以後、
当該シリンダ番号ＣＹＬ＃が２４８番のシリンダ２３に
属する１群のトラック２２からキャッシュメモリ３６へ
のロードは、レコードモードが不適と判断されるまでレ
コードモードで行う。

【００７１】一方、上位の中央処理装置１の側からアク
セス要求のあったシリンダ２３が現在レコードモードの
場合（ステップ６１）、まず、指示されたシリンダ番
号，トラック番号，レコード番号などにより、キャッシ
ュメモリ３６を検索し、目的のレコードを探す（ステッ
プ７６）。

【００７２】ここで、現在レコードモードにあるトラッ
クスロット３６７において、当該トラックスロット３６
７に対応するトラック２２における後続レコードＲ
_ｐ＋２に対するアクセスの場合、キャッシュメモリ３６
上に目的のレコードＲ_ｐ＋２は存在しない（ステップ７
７）ので、磁気ディスク装置２の当該トラック２２から
キャッシュメモリ３６へロード（ステップ７８）しなけ
ればならない。そして、チャネル装置１１へそのレコー
ドを出力する（ステップ７９）。

【００７３】この際に、本実施例のディスク制御装置３
はシリンダ統計情報テーブル５の当該トラックが属する
シリンダ２３に対応するエントリ５１のレコードモード
カウンタ５１ｄを＋１する（ステップ８０）。

【００７４】すなわち、任意のシリンダ２３に対応する
エントリ５１のレコードモードカウンタ５１ｄは、レコ
ードモードによって当該シリンダに属する１群のトラッ
ク２３の任意の一つから単一レコードのみをキャッシュ
メモリ３６にロードしたが、当該レコードと同一トラッ
ク上にある後続レコードがアクセスされ、レコードモー
ドによるロードでは不充分であった回数を示している。

【００７５】そして、当該シリンダにアクセスがくるた
びにレコードモードカウンタ５１ｄの値のアクセス回数
記録部５１ｂの値に対する割合Ｘ_Ｒを求める（ステップ
８１）。この割合Ｘ_Ｒがある規定の値（Ｌ）を超えてい
た場合（本例の場合ではＬ＝０.６）（ステップ８
２）、キャッシュ動作モードを現在のレコードモードか
らローディングモードに自動的に切り替える（ステップ
８３）。

【００７６】シリンダ統計情報テーブル５の当該シリン
ダ２３に対応するエントリ５１のアクセス回数記録部５
１ｂおよびレコードモードカウンタ５１ｄをクリアする
（ステップ８４）。

【００７７】たとえば、図１のシリンダ統計情報テーブ
ル５のシリンダ番号ＣＹＬ＃が２４９番のエントリ５１
においては、現在のアクセス回数記録部５１ｂおよびレ
コードモードカウンタ５１ｄの値がそれぞれ１３および
８であり、 Ｘ_Ｒ＝８／１３≒０.６２ となる。Ｘ_Ｒが規定の値０.６を越えているのでキャッ
シュ動作モードを変更する必要がある。

【００７８】したがって、ディスク制御装置３は、以
後、シリンダ番号ＣＹＬ＃が２４９番のシリンダ２３に
属するトラック２３からキャッシュメモリ３６へのロー
ドを、ローディングモードが不適と判断されるまでロー
ディングモードで行う。

【００７９】なお、レコードモードでキャッシュメモリ
３６に目的のレコードがある場合は、そのレコードをチ
ャネル装置へ出力する（ステップ８５）。

【００８０】このように、本実施例においては、キャッ
シュ管理テーブル４の個々のエントリ４１に設けられた
カウンタ４１ａ，モード情報部４１ｂ、さらにはシリン
ダ統計情報テーブル５の各々のエントリ５１に設けられ
たアクセス回数記録部５１ｂ，ローディングモードカウ
ンタ５１ｃ，レコードモードカウンタ５１ｄなどに基づ
く統計情報によって把握される、個々のキャッシュ動作
モードの稼働状況に応じて、臨機応変に、ディスク制御
装置３がシリンダ２３などを単位として、ローディング
モードとレコードモードとの間でキャッシュ動作モード
を自動的に切り替える学習機能を有している。

【００８１】したがって、中央処理装置１からの磁気デ
ィスク装置２に格納されたデータに対するアクセスパタ
ーンが、種々の事情によって時々刻々と変化としても、
人手の介入を受けることなく、常に、最適なキャッシュ
動作モードを維持することが可能となる。

【００８２】これにより、キャッシュメモリ３６を常
時、最大限に有効に活用することができる。

【００８３】また、中央処理装置１と磁気ディスク装置
２およびディスク制御装置３などからなる情報処理シス
テムにおいて、中央処理装置１と磁気ディスク装置２と
の間におけるデータの授受の効率が大幅に向上する。

【００８４】以上本発明によってなされた発明を実施例
に基づき具体的に説明したが、本発明は前記実施例に限
定されるものではなく、その要旨を逸脱しない範囲で種
々変更可能であることはいうまでもない。

【００８５】たとえば、上記の実施例では、磁気ディス
ク装置が１つのディスク制御装置によって制御される場
合について説明したが、これに限らず、複数の磁気ディ
スク制御装置から制御されるようにしてもよい。その場
合、統計情報は各ディスク制御装置間で共有される。

【００８６】また、上記の実施例では、磁気ディスク装
置およびディスク制御装置などで構成される磁気ディス
クサブシステムが１つの中央処理装置に接続されている
が、複数中央処理装置に共有されるようにしてもよいこ
とは言うまでもない。

【００８７】さらに、上記の本実施例ではキャッシュ動
作モードおよび統計情報をシリンダ単位で管理する場合
について説明したが、これに限らず、ボリュームもしく
はデータセット単位で管理してもよい。

【００８８】また、キャッシュ動作モードとしては、前
記実施例中に例示されたものに限らないことは言うまで
もない。

【００８９】本発明になるキャッシュ制御方法によれ
ば、中央処理装置と外部記録装置との間に介在し、外部
記憶装置のデータの一部を記憶するキャッシュメモリを
備えた制御装置において、複数のキャッシュ動作モード
を備え、個々のキャッシュ動作モードの稼働状況に応じ
て前記キャッシュ動作モードを自動的に切り替える学習
機能を具備している。中央処理装置からのアクセス回数
と現在選択しているキャッシュ動作モードが有効もしく
は無効に働いた回数との比などとして得られる統計情報
の値が規定の闘値を超えたか否かを監視することで現在
のキャッシュ動作モードの稼働状況の適否を判断でき
る。必要に応じて他のより適したキャッシュ動作モード
へ自動的に切替えることが可能となる。

【００９０】これにより、たとえ中央処理装置からのア
クセスパターンが時々刻々と変化しても、常時、最適な
キャッシュ動作モードを維持してキャッシュメモリを有
効に活用することができるという効果がある。

【００９１】また、本発明の情報処理システムにおいて
は、中央処理装置と、外部記憶装置と、この中央処理装
置と外部記憶装置との間に介在し、前記外部記憶装置の
データの一部を記憶するキャッシュメモリを備えた制御
装置とからなる情報処理システムであって、複数のキャ
ッシュ動作モードを備え、個々のキャッシュ動作モード
の稼働状況に応じて前記キャッシュ動作モードを自動的
に切り替える学習機能を具備している。中央処理装置か
らのアクセス回数と現在選択しているキャッシュ動作モ
ードが有効もしくは無効に働いた回数との比などとして
得られる統計情報の値が規定の闘値を超えたか否かを監
視することで現在のキャッシュ動作モードの稼働状況の
適否を判断できる。必要に応じて他のより適したキャッ
シュ動作モードへ自動的に切替えることができる。

【００９２】これにより、たとえ中央処理装置からのア
クセスパターンが時々刻々と変化するような場合でも、
常時、最適なキャッシュ動作モードを維持してキャッシ
ュメモリを有効に機能させることが可能となり、キャッ
シュメモリが介在する中央処理装置と外部記憶装置との
間における情報の授受効率を向上させることができると
いう効果がある。

【００９３】次に、前述した実施例と同様に、キャッシ
ュメモリを有するディスク制御装置による、中央処理装
置と外部記憶装置との間の情報の転送効率を向上させる
別の実施例の説明をする。本実施例では、特にヒット率
の向上とローディングオーバーヘッドを軽減する方法に
ついて説明する。

【００９４】図６は、キャッシュメモリ３６の構成を示
すものである。キャッシュメモリ３６は、固定長のセグ
メント３０に分割されている。磁気ディスク装置２の一
つのトラックを格納するために、一つ以上のある個定数
のセグメント３０が必要であるとする。

【００９５】まず、一つのトラックを複数のセグメント
３０で格納する場合について説明する。なお、このセグ
メント数をｎとする。空きセグメントポインタ３８は、
空いているセグメント３０の集合の中のポインタを指
す。各セグメント３０はポインタを持ち、セグメント３
０が空いているときには、次の空きセグメントを指す。
但し、最終の空きセグメント３０のポインタはｎｕｌｌ
とする。

【００９６】図７は、キャッシュ管理テーブル６の構成
を示す。キャッシュ管理テーブル６は、図１に示したも
のと同様であるが、本実施例を説明するために必要な部
分のみを示している。キャッシュ管理テーブル６は、キ
ャッシュ管理ブロック４０から構成されている。キャッ
シュ管理ブロック４０は、前述のキャッシュメモリ３６
内のセグメント３０を一つ以上割当てているトラック対
応に割当てる。空きブロックポインタ４２は、空いてい
るキャッシュ管理ブロック４０の集合の先頭のキャッシ
ュ管理ブロック４０へのポインタである。

【００９７】図８は、上記キャッシュ管理ブロック４０
の構成を示すものである。デバイスＩＤ５８、シリンダ
ＩＤ５９、トラックＩＤ５２は、このキャッシュ管理ブ
ロックに対応したディスク装置２上のトラックのディス
ク装置２、シリンダ、トラックに関する識別子である。
セグメント・ポインタ（ａ）５３〜同（ｎ）５４は、ｎ
個のセグメント３０へのポインタを示している。これら
のポインタのうち、対応するトラック中に、キャッシュ
メモリ３６中に格納されている部分を格納しているセグ
メント数だけが有効であり、残りはｎｕｌｌ状態とな
る。有効なポインタは、対応するセグメント３０へのポ
インタとなる。

【００９８】また、格納開始レコード識別子５５は、キ
ャッシュメモリ３６内に格納を開始したレコードの識別
子、例えば、このレコードのディスク装置２上のトラッ
クの格納開始位置、格納終了レコード識別子５６は、キ
ャッシュメモリ３６内の格納を最後に行ったレコードの
識別子を示している。すなわち、キャッシュメモリ３６
内には、格納開始レコード識別子５５、格納終了レコー
ド識別子５６で示される範囲のレコード群が格納される
ことになる。次ポインタ５７は、このキャッシュ管理ブ
ロック４０が空いているとき、次のキャッシュ管理ブロ
ック４０へのポインタとなる。ただし、他に空いている
キャッシュ管理ブロック４０が無い場合、ｎｕｌｌ値と
なる。

【００９９】図９に、プロセッサ３３の処理フローを図
を示す。図９は、プロセッサ３３が、中央処理装置１か
ら入出力要求を受取った場合の処理フロー図である。こ
こでは、本発明の要点の一つに関する処理のみを述べ
る。ステップ９０において、入出力対象トラックのキャ
ッシュメモリ３６への格納状況をチェックする。次に、
受取った入出力要求の対象となるトラック全体がキャッ
シュメモリ３６内に存在しない場合は、中央処理装置１
から受取った位置付け要求（必要なデータを読み出せる
ようにするためのディスク装置２に対する指示）に従っ
て、ディスク装置２に対して位置付け要求を発行する
（ステップ９１）。なお、このとき、１トラックを格納
するに充分な個数のセグメント３０を確保する。

【０１００】キャッシュメモリ３６内に、入出力要求の
対象となるトラックの一部が格納されているが、アクセ
ス対象のレコードが、キャッシュメモリ３６内に格納さ
れているレコード群よりトラック後の部分である場合は
次のように処理する。格納終了レコード識別子５６より
後方の部分にアクセス対象のレコードが存在する場合に
は、ステップ９２に示す如く、格納終了レコード識別子
５６に示されたレコードの次のレコードからトラック内
の最終レコードまでを格納するため、ディスク装置２に
対して位置付け要求を発行する。このとき、このトラッ
クの最後のレコードを格納するのに充分なセグメント３
０の数を確保する。

【０１０１】アクセス対象のレコードが、キャッシュメ
モリ３６内に存在するレコード群より前の部分である場
合は、次のように処理する。格納終了レコード識別子５
６より前方の部分にアクセス対象のレコードが存在する
場合には、ステップ９３に示す如く、格納終了レコード
識別子５６に示されたレコードの次のレコードからトラ
ック内の最終レコードまでをロードし、トラックの先頭
のレコードから格納開始レコード識別子５５で示される
レコードの前のレコードまでを格納するため、ディスク
装置２に対して位置付け要求を発行する。この場合、こ
のトラックの最終レコードまで格納されている場合に
は、トラックの最初の部分からロードを開始する。ま
た、このとき、上記ロード処理に必要な数だけのセグメ
ント３０を確保する。

【０１０２】次に、ディスク装置２から位置付け完了報
告を受取ったときの、プロセッサ３３の処理フローを、
図１０〜図１２に基づいて説明する。

【０１０３】まず、中央処理装置１からのアクセス対象
のトラック内のレコードが、キャッシュメモリ３６内に
存在しない場合について説明する。図１０ステップ９４
に示す如く、中央処理装置１からの入出力要求に従っ
て、入出力処理を行う。この際、ディスク装置２からレ
コードを読出した場合には、このレコードをキャッシュ
メモリ３６内にロードする。ディスク装置２に書込むよ
う、中央処理装置１から受取ったレコードは、ディスク
装置２に書込むと同時に、キャッシュメモリ３６にも書
込む。この後、格納開始レコード識別子５５，格納終了
レコード識別子５６を設定する。この場合、中央処理装
置１からのアクセス対象となるレコード（ディスク装置
２へ書き込むべきレコード）は連続したレコード群とな
る。

【０１０４】図１３には、このときのデータの格納形式
を示す。図示するように最初にアクセス対象となったレ
コードをセグメント３０の先頭から格納する。これによ
り、アクセス対象となったレコードが少なければローデ
ィングオーバーヘッドの削減だけでなく、キャッシュメ
モリ３６の使用容量も削減できる。

【０１０５】図１１は、格納終了レコード識別子５６に
示されたレコードの次のレコードから、このトラックの
最終レコードまでをキャッシュメモリ３６内にロードす
る処理に対する位置付け完了要求を受取った場合を示す
ものである。この場合、ステップ９５に示す如く、格納
終了識別子５６に示されたレコードの次のレコードか
ら、最終レコードまでをロードする処理を実行する。ま
た、格納終了レコード識別子５６をトラックの終点の位
置とする。

【０１０６】図１４に、このときのデータ格納形式を示
す。この後、ステップ９６において、中央処理装置１と
論理的に再接続し、中央処理装置１との入出力処理に入
る。このとき、新たにロードしたレコードは、今までロ
ードしていたレコードの後に付加することになる。

【０１０７】図１２は、格納終了レコード識別子５６に
示された次のレコードから、このトラックの最終レコー
ドまでをキャッシュメモリ３６内にロードし、次に、ト
ラックの先頭のレコードから、格納開始レコード識別子
５５に示されたレコードの前のレコードまでをキャッシ
ュ２１内にロードする処理を実行するために、ディスク
装置２からの位置付け完了処理を受取った場合の処理で
ある。ステップ９５でこの処理を実行する。但し、既
に、トラック最終レコードまでロードされている場合に
は、トラックの先頭のレコードからローディングを開始
する。このとき、格納開始レコード識別子５６を、格納
開始レコード識別子５５の前のレコードに設定する。

【０１０８】図１５には、この格納形式を示す。この
後、ステップ９６において、中央処理装置１との入出力
処理に入る。このとき、今までキャッシュメモリ３６内
に格納されていたレコード群の後に、トラックの最終レ
コードまでのレコード群を、更に、その後にトラックの
先頭からのレコード群を格納することになる。

【０１０９】上記実施例においては、キャッシュメモリ
３６内にロードされているレコード群より後方のレコー
ドにアクセス要求があった場合、図１１に示した如く、
キャッシュメモリ３６内にロードされているレコード群
の次のレコードからロードするようにした例を示した
が、図１２に示す如く、キャッシュメモリ３６内にロー
ドされているレコード群以外のすべてのレコードを、キ
ャッシュメモリ３６内にロードするようにしても良い。

【０１１０】以上は、トラックを格納するためのセグメ
ント３０を複数割当てる場合である。この場合には、ト
ラック全体をキャッシュメモリ３６に格納しない場合に
セグメント３０をトラックと１対１に割当てたときに比
べて、容量を節約できる。

【０１１１】次に、一つのトラックに対応して、一つの
セグメント３０を割当てる場合の実施例を説明する。こ
の場合、図８に示したキャッシュ管理ブロック４０の形
式は異なり、図１６に示すキャッシュ管理ブロック４０
ａの形式とする。図８との相異は、セグメントポインタ
１５０が一つで良いことである。

【０１１２】また、セグメント３０内の格納形式は、図
１３に示した如く、中央処理装置１から最初にアクセス
されたレコードをセグメント３０の先頭から格納してい
っても良いが、以下に述べる方式をとっても良い。すな
わち、図１７に示す如く、このレコードがトラックの先
頭からの相対位置に従って、格納位置を決める方式であ
る。この場合、トラック内の先頭のレコードを、セグメ
ント３０内の先頭に格納することになる。

【０１１３】プロセッサ３３の処理も、基本的には、図
９〜図１２の処理フローで示した内容で良い。但し、セ
グメントを割付けるタイミングは、このトラックのレコ
ードがキャッシュメモリ３６内に存在しないときにアク
セスがあった場合、すなわち、図９ステップ９１に相当
する部分だけで良い。また、図１７に示した格納形式を
とった場合、格納開始レコード識別子５５に示されるレ
コードより前の位置のレコードにアクセスがあったと
き、トラックの先頭から格納開始レコード識別子５５に
示されるレコードの前のレコードまでを格納するように
しても良い。

【０１１４】また、上述の実施例においては、制御装置
３内のプロセッサ３３を１個としているが、これを複数
個設け、中央処理装置からの入出力経路、ディスク装置
２からの入出力経路を複数個設けても良い。また、中央
処理装置１とキャッシュメモリ３６との間のデータ転送
処理、ディスク装置２とキャッシュメモリ３６との間の
データ転送処理を並行に実行させても良い。本質的に
は、本実施例では制御装置３内にキャッシュメモリ３６
を持っていれば良く、これ以外の構成要素は不可欠では
ない。

【０１１５】以上述べた如く、本実施例によれば、中央
処理装置からの入出力要求のアクセス対象のトラック内
のレコードの、キャッシュメモリ内における存在状態に
基づいて、キャッシュメモリ内にロードするレコード群
を決定するようにしたので、トラックを構成しているレ
コードが可変長の場合でも、トラック単位の管理方式を
ベースとしてローディングオーバーヘッドを少なくする
ことが可能な、データローディング方法を実現できると
いう顕著な効果を奏するものである。

【０１１６】さらに、キャッシュメモリへのローディン
グ・オーバーヘッドの軽減とヒット率の向上を図るため
の別の実施例を示す。

【０１１７】図１８は、制御メモリ３４の構成を示す。
制御メモリ３４は、プロセッサ３３の機能を実現するた
めの各モジュールが格納される。ここでは、本実施例に
関係する部分について述べる。アクセス特性チェック部
７は、入出力要求のアクセス特性をチェックし、アクセ
ス・パターンに関する情報を記憶する。ローディング選
択部８は、アクセス特性チェック部が収集した情報にし
たがって、ローディング・パターンを決定する。ローデ
ィング実行部９は、ローディング選択部８の選択したロ
ーディング・パターンに従って、ローディングの実行制
御を行う機能を持つ。

【０１１８】図１９は、キャッシュ管理テーブル４のさ
らに異なる構成である。キャッシュ管理テーブル１０
は、本実施例に関係する部分について示す。キャッシュ
管理ブロック４０ｂを、キャッシュメモリ３６内のセグ
メント３０を１つ以上割り当てているトラック（当該ト
ラックのある部分はキャッシュ内に格納しているという
意味）対応に設ける。各キャッシュ管理ブロック４０ｂ
は、前方向ポインタ４８、後方向ポインタ４７によりＭ
ＲＵ（Ｍｏｓｔ Ｒｅｃｅｎｔｌｙ Ｕｓｅｄ）順にチ
ェインされている。ＭＲＵポインタ４２は、最も最近に
入出力の対象となったトラックのキャッシュ管理ブロッ
ク４０ｂをさす。ＬＲＵ（Ｌｅａｓｔ Ｒｅｃｅｎｔｌ
ｙ Ｕｓｅｄ）ポインタ４３は、キャッシュメモリ３６
の中に格納されているトラックの集合では、最も長い時
間入出力対象となっていないトラックのキャッシュ管理
ブロック４０ｂをさす。従って、ミス（アクセス対象と
なったデータがキャッシュメモリ３６に存在しない。）
が発生し、新たにセグメント３０を割り当てる必要が生
じ、かつ、空きセグメントがない場合、ＬＲＵポインタ
４３で示されたキャッシュ管理ブロック４０ｂに対応し
たトラックを格納したセグメント３０、および、このキ
ャッシュ管理ブロック４０ｂを解放することになる。ア
クセス時間４４は、このキャッシュ管理ブロック４０ｂ
が対応しているトラックが最も最近入出力対象となった
時刻を格納する。（従ってＭＲＵポインタ４２から、前
方向ポインタ４８をたどっていた場合、各キャッシュ管
理ブロック４０ｂ内のアクセス時間４４は、遅くなって
いくことになる。）トラックを割り当てていなくて、空
いているキャッシュ管理ブロック４０ｂは、空きブロッ
クポインタ４５から、先頭のキャッシュ管理ブロック４
０ｂがポイントされ、各キャッシュ管理ブロック４０ｂ
は前方向ポインタ４８と後方向ポインタ４７によりポイ
ントされる。

【０１１９】アクセス特性情報４６は、アクセス特性チ
ェック部７が各入出力要求のアクセス特性をキャッシュ
管理単位、すなわち、本実施例においてはトラック単位
に収集した情報を格納する。本実施例には、ディスク装
置２のすべてのトラックに対応してアクセス特性情報４
６を設ける。これらの情報の１部をキャッシュ管理ブロ
ック４０ｂの中に設け必要な記憶容量を削減してもよ
い。

【０１２０】図２０に、アクセス特性情報４６の構成を
示す。本実施例では、受け付けた入出力要求がシーケン
シャル・アクセスがどうかを認識する。シーケンシャル
・アクセスであると認識した場合、この後アクセス対象
となり得る複数のトラックをロードする。以降、これを
単に、複数トラック・ローディングと呼ぶ。

【０１２１】シーケンシャル・アクセスでないと認識し
た場合、当該トラックのデータがキャッシュメモリ３６
にまったくない状態から、一部、あるいは、全体がキャ
ッシュメモリ３６内にローディングされて、当該トラッ
クのデータ全体がキャッシュメモリ３６から追い出され
るまでの間に、中央処理装置１が実際にアクセスした部
分を把握して、これに基づき、ローディング方法を選択
する。

【０１２２】まず、シーケンシャル・アクセスの認識の
ために必要な情報について説明する。シーケンシャル・
チェック中フラグ１００は、このトラック内のデータが
シーケンシャルにアクセスされているかをチェック中で
あることを示すフラグである。具体的には、このアクセ
ス特性情報に対応するトラックの先頭のレコードがアク
セスされた時、このフラグはオンにする。その後、先頭
レコード以降のアクセスがシーケンシャルに行なわれな
かった場合、および、このトラックの最後のレコードま
でシーケンシャルにアクセスが完了した場合（このトラ
ックがシーケンシャル・アクセスされたということを認
識した時）、このフラグをオフにする。シーケンシャル
識別アドレス１０１は、次のアクセスがシーケンシャル
に行なわれる場合アクセスされるレコードが格納されて
いるトラックの先頭からの位置を示す。シーケンシャル
認識フラグ１０２は、このトラックの先頭のレコードま
でシーケンシャルにアクセスされた時オンにする。オフ
にするタイミングは、次にこのトラックに対して、入出
力要求を受け付けた時である。

【０１２３】シーケンシャル以外のアクセスに対して
は、入出力要求を受け付けた時、アクセス対象トラック
のレコードがキャッシュ２１内に存在しなかった時点
（以降これをトラック・ミスと呼ぶ。）から、このトラ
ックのデータがキャッシュメモリ３６から追い出される
までの期間に、中央処理装置１がアクセス対象とした部
分をローディング対象としたいという考え方に基づき、
ローディング方法を決定するものとする。

【０１２４】次に、当該トラックの中で中央処理装置が
実際にアクセスした部分を認識するための情報を示す。
１つの考え方は、ある固定長（図２１ではＰバイト）の
単位を１ビットとして、図２１に示すようにトラックを
複数ビットのトラック・ビット・パターン１０８で表わ
し、あるレコードがアクセスされた時、このレコードが
トラック上で格納されている領域に対応したビットをオ
ンにしておき、（図２１中では、レコード１，レコード
ｍはアクセスされていること、レコード２はアクセスさ
れていないことを表わす。）キャッシュメモリ３６に
は、ビットがオンしている領域のみローディングすると
いうものである。しかし、トラック・ミス時、トラック
すべてをローディングしない場合、その後に、このトラ
ックが入出力対象となった時、このトラックの一部のデ
ータはキャッシュメモリ３６上に存在するが、アクセス
対象とするレコードはキャッシュメモリ３６内に存在し
ない場合がある。この場合は、アクセス対象となったレ
コードをキャッシュメモリ３６内に新たにローディング
するという方法をとるものとする。ただし、ディスク装
置２は、回転体であるため、オンになっているビットの
集合にすきまができているような場合は、ローディング
時間そのものは、短くならない。従って、以下、本実施
例では、中央処理装置がアクセスした部分を図２２に示
した考え方で認識するケースについて詳細に述べる。

【０１２５】図２２では、トラックを、上位アクセス部
１１０，前方部１０９，後方部１１１とわけてる。上位
アクセス部１１０は、当該トラックに対する入出力要求
を受け付け、トラック，ミスが発生した時、中央処理装
置１がアクセス対象としたレコード群である。前方部１
０９は、この上位アクセス部１１０の前の位置にあるレ
コード群であり、後方部１１１は後の位置にあるレコー
ド群である。

【０１２６】本実施例では、シーケンシャル・アクセス
以外のアクセスに対して、トラック・ミス時のローディ
ング・パターンとして以下のパターンを持つものとす
る。（これら以外のローディング・パターンを持って
も、本発明は有効である。） （ａ）トラック・ローディング……トラック全体をロー
ディングする。 （ｂ）上位アクセス＋後方部ローディング……上位アク
セス部＋後方部をローディングする。 （ｃ）上位アクセス部・ローディング……上位アクセス
部のみローディングする。

【０１２７】以上の様なローディング・パターンを用意
した場合にも、（ｂ）上位アクセス部＋後方部ローディ
ングを実行し、レコードがキャッシュメモリ３６内に存
在する時、当該トラックの前方部１０９のレコードにア
クセスがあるとミスが発生する。これを、フロント・ミ
スと呼ぶ。（ｃ）上位アクセス部・ローディングを実行
した場合には、後方部１１１のレコードにアクセスがあ
った時にもミスが生ずる。これをリア・ミスと呼ぶ。フ
ロント・ミスやリア・ミスが発生した時の処理を次に示
す。 （１）フロント・ミス：当該トラックの中でキャッシュ
メモリ３６にローディングしていないレコードをすべ
て、キャッシュメモリ３６内にローディングする。 （２）リア・ミス：後方部１１１内のみキャッシュにロ
ードする。

【０１２８】以上の様なローディングを行う場合、トラ
ック・ミス（フロントミス，リアミス）が発生してか
ら、このトラック全体がキャッシュメモリ３６から追い
出されるまで、上位アクセス部１１０，前方部１０９，
後方部１１１のうち実際に中央処理装置１がアクセスし
た部分を把握し、記憶する。このアクセスした部分に関
する統計情報を収集し、トラック・ミス時、適切と判断
したローディング方法を選択する。本実施例では、過去
ｑ回のうち最も多かったローディング・パターンを選択
する。

【０１２９】例えば、後方部１１１をアクセスしたケー
スが最も多かった場合、（ｂ）上位アクセス部＋後方部
ローディングを選択する。

【０１３０】以上の様な方法を実現するために取得すべ
き情報として、アクセス特性情報４６の中に持つべき情
報を以下説明する。

【０１３１】開始・終了アドレス１０３は、トラック・
ミス時、中央処理装置１がアクセスした上位アクセス部
１１０のトラック上の開始・終了アドレスを示す。

【０１３２】前方部・アクセス・フラグ１０４、後方部
・アクセス・フラグ１０５は、トラック・ミス以後、中
央処理装置１が、前方部１０９、後方部１１１をアクセ
スしたかを示す情報である。アクセス部チェック中フラ
グ１０６は、前方部１０９、後方部１１１がアクセスさ
れるかをチェック中であることを示すフラグである。

【０１３３】統計情報１０７は、トラック・ミスが発生
してからこのトラック全体がキャッシュメモリ３６から
追い出される間に、前方部あるいは後方部がアクセスさ
れたかという情報、すなわち、前方部アクセス・フラグ
１０４、後方部アクセス・フラグ１０５の情報を過去ｒ
回蓄積したものである。

【０１３４】ただし、記憶容量の節約のために、統計情
報１０７はトラックよりも、さらに大きい単位、例え
ば、シリンダごとにとってもよい。

【０１３５】以下、アクセス特性チェック部７、ローデ
ィング選択部８の処理フロー図について述べる。ローデ
ィング実行部９は、ローディング選択部８の指示に従っ
てローディングを行うだけである。

【０１３６】まず、アクセス特性チェック部７の処理フ
ローについて述べる。アクセス特性チェック部７には、
シーケンシャル・アクセスの認識とそれ以外のアクセス
特性の認識がある。最初にシーケンシャル・アクセスの
認識に関する部分について述べる。

【０１３７】図２３は、当該トラックの先頭のレコード
がアクセスされた時の処理である。ステップ１２０にお
いて、シーケンシャル・チェック中フラグ１００をオン
にして、処理を終了する。

【０１３８】図２４は、入出力要求に対する処理を受け
付けた時、当該トラックのシーケンシャル・チェック中
フラグ５０がオンの場合に実行される処理である。ま
ず、ステップ１２１では、受け付けた入出力要求がアク
セス対象としたレコードのトラックの先頭からの位置
が、シーケンシャル判別アドレス１０１と一致するかど
うかをチェックする。一致すれば、レコードがシーケン
シャルにアクセスされていることになるため、特に何の
処理も行なわない。一致しなければ、ステップ１２２に
おいて、シーケンシャル・チェック中フラグ１００をオ
フにする。

【０１３９】図２５は、入出力要求に対する処理が終了
した時に、当該トラックのシーケンシャル・チェック中
フラグ１００がオンの場合実行される処理である。ステ
ップ１２３では、当該トラックの最終レコードまで、入
出力処理が完了したかどうかをチェックする。完了して
いない場合に、ステップ１２４において、この入出力要
求で処理が完了したレコードの次のレコードのトラック
の先頭からの相対アドレスを、シーケンシャル判別アド
レス１０１に記憶する。

【０１４０】完了した場合には、このトラックのレコー
ドがシーケンシャルにアクセスされたことになるため、
ステップ１２５において、シーケンシャル認識フラグ１
０２をオンにし、シーケンシャル・チェック中フラグ１
０１をオフにする。

【０１４１】図２６は、入出力要求を受け付けた時、当
該トラックのシーケンシャル認識フラグ１０２がオンの
場合の処理である。この場合、ステップ１２６におい
て、シーケンシャル認識フラグ１０２をオフにする。

【０１４２】次に、シーケンシャル・アクセスでないと
認識したアクセスに対する処理を示す。

【０１４３】図２７は、トラック・ミス時、複数トラッ
ク・ローディング以外のローディングを行った後、実行
される処理である。（複数トラック・ローディングを行
うのは、シーケンシャル・アクセスと認識している場合
である。） ステップ１２７では、中央処理装置１が当該トラックの
中で実際に入出力要求のアクセス対象となったレコード
群すなわち、図２２における上位アクセス部１１０のト
ラックの先頭からの開始位置，終了位置を開始・終了ア
ドレス１０３にセットする。さらに、ステップ１２８で
アクセス部チェック中フラグ１０６をオンにする。

【０１４４】図２８は、アクセス部チェック中フラグ１
０６がオンの時に当該トラックに対して入出力要求を受
け取った時の処理である。ステップ１２９では、受け付
けた入出力要求がアクセス対象とするレコードが図２２
に示した、前方部１０９、上位アクセス部１１０、後方
部１１１のどの位置に相当するかを分析する。

【０１４５】上位アクセス部１１０がアクセス対象とな
っている場合、特に何もせず処理を終了する。

【０１４６】前方部１０９がアクセス対象となっている
場合で、ステップ１３０で前方部アクセス・フラグ１０
４がオフの場合、これをオンとする（オンになっている
場合の処理はない）。ステップ１３１において、当該ト
ラック全体がキャッシュメモリ３６にローディングされ
ていない場合、ローディングされていない部分をローデ
ィングするよう、ローディング実行部９に対して指示を
行う。

【０１４７】後方部１１１がアクセス対象となっている
場合、ステップ１３２で、後方部アクセス・フラグ１０
５がオフの場合、これをオンとする（オンになっている
場合の処理はない）。ステップ１３３において、後方部
１１１が、キャッシュメモリ３６にローディングされて
いない後方部１１１をローディングするよう、ローディ
ング実行部９に対して指示を行う。

【０１４８】図２９は、キャッシュメモリ３６から当該
トラックを追い出す時、前方・後方部チェック中フラグ
１０６がオンの時、実行される処理である。

【０１４９】まず、ステップ１３４で、アクセス部チェ
ック中フラグ１０６をオフする。次に、ステップ１３５
において、過去ｒ回分の前方部アクセス・フラグ１０
４、後方部アクセス・フラグ１０５の統計情報のうち、
最も古い情報を除き、現在の前方部アクセス・フラグ１
０４、後方部アクセス・フラグ１０５の内容を記憶す
る。この後、ステップ１３６において、前方部アクセス
・フラグ１０４、後方部アクセス・フラグ１０５をオフ
にする。

【０１５０】次に、ローディング選択部９の処理フロー
を図３０に示す。図３０は、トラック・ミスが発生した
時に、実行される。

【０１５１】まず、ステップ１３７でこの入出力要求が
トラックの先頭のレコードに対するアクセスかどうかを
チェックする。そうでなければ、ステップ１４０へジャ
ンプする。先頭のレコードに対するアクセスの場合、ス
テップ１３８において、アクセス対象トラックより前の
２つのトラックのアクセス特性情報４６のシーケンシャ
ル認識フラグ１０２がオンかどうかをチェックする。本
実施例の場合、チェックするのは、２トラックである
が、２トラックでなくとも本発明は有効である。オンで
ない場合には、ステップ１４０へジャンプする。

【０１５２】オンの場合、このアクセスがシーケンシャ
ル・アクセスであると判断し、ステップ１３９におい
て、ローディング実行部９に対して、複数トラックのロ
ーディングを指示して処理を終了する。

【０１５３】ステップ１４０から開始される処理は、シ
ーケンシャル・アクセスでないと判断した場合のローデ
ィング方法を選択する処理である。ステップ１４０にお
いては、統計情報１０７に基づき、過去ｑ回のアクセス
・パターンを前方部１０９も後方部１１１もアクセスさ
れなかったパターン、後方部１１１だけアクセスされた
パターン、以上の２つのパターン以外のパターンに３分
類する。この結果、前方部１０９も後方部１１１もアク
セスされなかったパターンが最も多かった場合、ステッ
プ１４１において、上位アクセス部ローディングをロー
ディング実行部に対して指示する。

【０１５４】後方部１１１だけアクセスされたパターン
が最も多かった場合、ステップ１４２において上位アク
セス部＋後方部のローディングをローディング実行部９
に対して指示する。

【０１５５】これ以外のパターンが最も多かった場合、
ステップ１４３において、トラックローディングをロー
ディング実行部９に対して指示する。

【０１５６】ここでは、ローディングを選択する場合、
当該トラックの統計情報１０７のみ参照したが、当該ト
ラック以外の統計情報１０７を参照してもよい。

【０１５７】以上述べてきた実施例では、シーケンシャ
ル・アクセスを認識するため、トラック内のレコードが
連続的にアクセスされているかチェックするために、シ
ーケンシャル識別アドレス１０１を１つしか持っていな
い。このため、シーケンシャル・リードを行ったレコー
ドをシーケンシャルに更新していくという比較的頻度が
高い処理が発生した場合、シーケンシャル・アクセスで
あるという認識ができなくなる。従って、リード処理と
ライト処理のシーケンシャル・アクセスの認識を行うこ
とにより、この問題を解決する。この場合、アクセス特
性情報４６の構成は、図２０にかわり図３１に示すよう
になる。図２０との違いは、図２０中のシーケンシャル
・チェック中フラグ１００、シーケンシャル識別アドレ
ス１０１、シーケンシャル認識フラグ１０２にリード用
とライト用がある点である。どちらの情報を扱うかは、
受け付けた入出力要求がリード要求であるかライト要求
であるかにより決まり、操作のタイミング、方法等は、
以上述べてきた実施例と同様である。

【０１５８】また、シーケンシャル・アクセスの認識を
行う際、受け付けに入出力要求のアクセス効果となるレ
コードのトラックの先頭からの位置が、シーケンシャル
識別アドレス１０１とまったく同じであるという条件を
用いていたが、一定の幅はあってもシーケンシャル・ア
クセスであると認識してもよい。

【０１５９】シーケンシャル・アクセス以外のアクセス
に対するトラック・ミス発生時のローディング・パター
ンは、述べてきた実施例では、上位アクセス部ローディ
ング（上位アクセス部＋後方部）、ローディング，トラ
ック・ローディングの３つのパターンであったがこの３
つのパターンにローディングなしのパターンを付加する
ことが考えられる。これは、トラック・ミス時のローデ
ィング以降、当該トラック全体がキャッシュメモリ３６
から追い出されるまでの間に当該トラックに対してアク
セスがない場合に有効である。

【０１６０】この場合、中央処理装置１がトラック・ミ
ス時のローディング以降、アクセス効果とする部分の監
視を前方部１０９、後方部１１１だけでなく、上位アク
セス部１１０へのアクセスも行う必要がある。

【０１６１】さらに、ローディングなしのパターンを実
行した場合、以下に述べる認識を行う必要がある。すな
わち、トラック・ミスが発生した時に、このトラック・
ミスの発生は前回のトラック・ミスの発生時に、ローデ
ィングを行わなかったために発生したのか、ローディン
グを行っていたとしても当該トラックに対するアクセス
時間間隔が長くてトラック・ミスが発生しているのかを
区別する必要がある。前者の場合、ローディングの必要
がなかったことになる。しかし、後者の場合、この時の
アクセスが、上位アクセス部１１０に対するものである
ならば、前回のトラック・ミス時に、上位アクセス部ロ
ーディングを行う必要があったことになる。同様に、こ
の時のアクセスが後方部１１１に対するものである場合
には（上位アクセス部＋後方部）のローディングを実行
する必要がある。前方部１０９に対するものであるなら
ば、トラック・ローディングを実行する必要があったこ
とになる。従って、これらの区別を行い、前回のトラッ
ク・ミス時に選択すべきだったローディング方法を統計
情報１０７に記憶し、以降のローディング方法の選択に
反映させる必要がある。このとき、統計情報１０７に記
憶する内容が、前回のトラック・ミス時にローディング
が必要がなかった場合には上位アクセス部１１０、前方
部１０９、後方部１１１もアクセスされなかったという
ことを統計情報１０７に記憶することになる。前回のト
ラック・ミス時に何らかのローディングを行う必要があ
った場合には、この時のアクセスが、（ａ）上位アクセ
ス部１１０に対するものであれば、上位アクセス部１１
０にアクセスがあったこと、（ｂ）後方部１１１に対す
るものなら後方部１１１にアクセスがあったこと、及び
（ｃ）前方部１０９に対するものなら前方部１０９にア
クセスがあったことを統計情報１０７に記憶することに
なる。

【０１６２】前回のトラック・ミスの発生時に何らかの
ローディングが必要であったかを判別するために、アク
セス特性情報４６ａの中に、トラック・ミスが発生した
時の時刻を記憶する。次に、トラック・ミスが発生した
時、ＬＲＵポインタ４３でポイントされているキャッシ
ュ管理ブロック４０ｂ内のアクセス時間４４とこの時刻
を比較する。キャッシュメモリ３６からの追い出し方法
が、ＬＲＵ方式の場合、この時刻がアクセス時間よりも
遅い場合には、仮に、前回のトラック・ミス時にローデ
ィングを行っていたとしてもすでにキャッシュメモリ３
６から追い出されていることになる。そうでなければ、
まだ、キャッシュメモリ３６内に依存していることにな
り、ローディングが必要であったことになる。

【０１６３】図３２は、ローディングなしのパターンを
設けた場合のアクセス特性情報４６ｂの構成である。同
様に図３３は、図３１のアクセス特性情報４６ａにロー
ディングなしのパターンを考慮した場合の構成４６ｃで
ある。

【０１６４】以下、新たに設けた情報の説明を行う。上
位アクセス・フラグ１７０は、上位アクセス部１１０に
対するアクセスをチェックするフラグである。トラック
・ミス発生時刻１７１はトラック・ミス発生時刻を記憶
するために設ける。上位アクセスフラグ１７０、トラッ
ク・ミス発生時刻１７１の使用目的は以上述べたとおり
である。

【０１６５】統計情報Ａ１７２と統計情報１０７の相違
は、統計情報１０７が、前方アクセスフラグ１０４と後
方アクセスフラグ１０５の過去の情報であるのに対し、
統計情報Ａ１７２はこれに、上位アクセスフラグの過去
の情報を付加したものである。統計情報Ａ１７２の内容
とトラック・ミス時に選択すべきローディング方法の関
係を以下に示す。 （ａ）上位アクセス部１１０、前方部１０９、後方部１
１１ともアクセスがないパターンが最も多かった場合…
…ローディングなし。 （ｂ）上位アクセス部１１０のみアクセスするパターン
が最も多かった場合……上位アクセス部ローディング。 （ｃ）後方部１１１、あるいは、上位アクセス部１１０
＋後方部１１１しかアクセスしないパターンが最も多か
った場合……上位アクセス２部＋後方部のローディン
グ。 （ｄ）上記３つの場合以外……トラックローディング。

【０１６６】ローディングなしのパターンを設けた時の
基本的な考え方、新たに設けた情報の使用目的、トラッ
ク・ミス時に選択すべきローディングの決定方法を以上
述べた。処理フローは、ローディングなしのパターンと
設けない場合とそれほどの差違はないため省略する。

【０１６７】以上の実施例では、シーケンシャル，アク
セス以外のアクセスに対するアクセス特性の把握とし
て、上位計算機システムが実際にアクセス対象とした領
域を把握した場合について述べた。他の内容としては、
トラックのヒット率（アクセス対象のレコードがキャッ
シュメモリ３６上に存在する割合）がある。この際、ヒ
ット率が一定値以下になった時、このトラックをキャッ
シュメモリ３６へのローディング対象としないという制
御が考えられるが、ローディングしないと決定した後、
アクセス特性が変ってローディング対象とした方がよく
なるような場合がある。しかし、キャッシュメモリ３６
へのローディング対象となっている場合には、ヒット率
は計測できるが、ローディング対象としない場合には、
ヒット率を計測することは困難である。このため、何ら
かの情報により、ヒット率の近似値を把握する。図３４
に、この場合のアクセス特性情報部４６ｃのデータ構
造、図３５に処理フローを示す。図３４は、図２０に対
応した構造である（図３１対応した図は省略する）。以
下、シーケンシャル・アクセス以外のレコードについて
述べる。トラック・ミス発生時刻１７１は、図３２のよ
うにトラック・ミス発生時刻１７１と同様で、トラック
・ミスが発生したが、キャッシュメモリ３６上にこのト
ラックをローディングしないと決めた時刻を記録してお
く。ミス関数１９２、ヒット関数１９１の使用法は、図
３５の処理フローの説明の中で述べる。ただし、図３５
の処理フローにおいて、トラックは、キャッシュメモリ
３６に対し、ローディングを行わないと決めているた
め、すべての入出力要求はトラック・ミスとなる。ステ
ップ１４４では、このトラックがアクセス対象となった
時、このトラック・ミス発生時刻１７１とＬＲＵポイン
タ４３で示されたキャッシュ管理ブロック４０ｂのアク
セス時間４４を比較する。トラック・ミス発生時刻１７
１の方が古い時刻であれば、前回のトラック・ミス時に
ローディングを行ったとしても、ミスになったとして、
ステップ１４５において、図３４のミス関数１９１を１
増やす。そうでなければ、ステップ１４６において、ヒ
ット関数１９２を増やし、トラック・ミス発生時刻１８
１を更新しておく。ヒット関数１９２とミス関数１９１
の合計値がある値以上になり、この２つの値からヒット
率｛ヒット関数１９２１（ヒット関数１９１＋ミス関数
１９１）｝が一定値以上になると再びキャッシュ２１へ
のローディング対象とすることが可能となる。

【０１６８】

【発明の効果】以上述べた如く、本発明によれば、上位
システムからの入出力要求のアクセス対象トラック内の
レコードの、キャッシュ内における存在状態に基づい
て、キャッシュ内にロードするレコード群を決定するよ
うにしたので、トラックを構成しているレコードが可変
長の場合でも、トラック単位の管理方式をベースとして
ローディングオーバーヘッドを少なくすることが可能
な、データローディング方法を実現できるという顕著な
効果を奏することができる。

【０１６９】また、本発明によれば、ディスク・キャッ
シュへのローディング・オーバヘッドの軽減とヒット率
の向上がバランスよく実現できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例であるキャッシュ制御方法の
一例の動作を説明する概念図。

【図２】キャッシュ制御方法が適用される情報処理シス
テムの一例の構成を示すブロック図。

【図３】本発明の一実施例であるキャッシュ制御方法に
おけるキャッシュ動作モードを説明する概念図。

【図４】外部記憶装置の構成の一例を示す概念図。

【図５】本発明の一実施例であるキャッシュ制御方法の
動作を示すフローチャート。

【図６】キャッシュメモリの構成例を示す図。

【図７】キャッシュ管理テーブルの構成を示す図。

【図８】キャッシュ管理ブロックの構成を示す図。

【図９】本発明の一実施例におけるプロセッサの処理フ
ローチャート。

【図１０】本発明の他の実施例におけるプロセッサの処
理フローチャート。

【図１１】本発明の他の実施例におけるプロセッサの処
理フローチャート。

【図１２】本発明の他の実施例におけるプロセッサの処
理フローチャート。

【図１３】本発明の実施例におけるデータの格納形式を
示す図。

【図１４】本発明の実施例におけるデータの格納形式を
示す図。

【図１５】本発明の実施例におけるデータの格納形式を
示す図。

【図１６】キャッシュ管理ブロックの他の実施例を示す
図。

【図１７】本発明の実施例におけるデータの格納形式を
示す図。

【図１８】本発明の主な機能を実行するプログラム構成
例を示す図。

【図１９】キャッシュ管理テーブルの構成を示す図。

【図２０】アクセス特性情報の構成を示す図。

【図２１】トラックの中でＣＰＵがアクセスした部分を
認識する方法の一例を示す図。

【図２２】トラックの中でＣＰＵがアクセスした部分を
認識する方法の他の例を示す図。

【図２３】トラックの先頭のレコードがアクセスされた
時の処理フロー図。

【図２４】受け付けた入出力要求がアクセス対象とする
トラックのシーケンシャル・チェック中フラグがオンの
場合実行される処理フロー図。

【図２５】入出力要求に対する処理が完了した時、当該
トラックのシーケンシャル・チェック中フラグがオンの
場合実行される処理フロー図。

【図２６】入出力要求を受け付けた時、当該トラックの
シーケンシャル認識フラグがオンの時に実行される処理
フロー図。

【図２７】トラック・ミス時、複数トラック・ローディ
ング以外のローディングを実行した後実行する処理フロ
ー図。

【図２８】アクセス部チェック中フラグがオン時に、当
該トラックに対して入出力要求を受け取った時に実行さ
れる処理フロー図。

【図２９】キャッシュメモリから当該トラックを追い出
す時、アクセス部チェック中フラグがオンの時、実行さ
れる処理フロー図。

【図３０】ローディング選択部の処理フロー図。

【図３１】シーケンシャル・アクセスの認識をリード用
とライト用に独立に行った場合のアクセス特性情報の構
成図。

【図３２】ローディングなしのパターンを用意した時の
アクセス特性情報の構成図。

【図３３】シーケンシャル・アクセスの認識をリード用
とライト用に独立に行い、かつ、ローディングなしのパ
ターンを用意した時のアクセス特性情報の構成図。

【図３４】ヒット率の近似値を把握する場合のアクセス
特性情報の構成図。

【図３５】ヒット率の近似値を把握する時の処理フロー
図。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 坪井 俊明 東京都小平市上水本町５丁目22番１号 株 式会社日立超エル・エス・アイ・システム ズ (72)発明者 本間 繁雄 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所小田原工場内 (72)発明者 中村 勝憲 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所小田原工場内 (72)発明者 神林 公咲 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所小田原工場内 (72)発明者 北嶋 弘行 神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地 株 式会社日立製作所システム開発研究所内 (72)発明者 倉野 昭 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所小田原工場内 (72)発明者 野沢 正史 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所小田原工場内 Ｆターム(参考） 5B005 JJ13 MM11 NN12 NN22 5B065 CE14

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】処理装置と記憶装置とに接続され、キャッ
   シュメモリを有する制御装置におけるデータローディン
   グ方法であって、 前記処理装置の要求に基づいて前記記憶装置が有する記
   憶領域から第１のレコードが読み出される際に、前記第
   １のレコードを前記キャッシュメモリに転送し、 前記第１のレコードが前記キャッシュメモリに存在して
   いる間に前記処理装置の要求に基づいて前記記憶領域に
   格納されている第２のレコードが読み出される場合に、
   前記記憶領域に格納されているレコードであって、前記
   第１のレコード及び前記第２のレコード以外のレコード
   を前記第２のレコードと共に前記キャッシュメモリに転
   送することを特徴とするデータローディング方法。
2. 【請求項２】前記記憶領域に格納されるレコードには各
   々番号が振られ、前記第１のレコードに振られた番号
   は、前記第２のレコードに振られた番号よりも小さいこ
   とを特徴とする請求項１記載のデータローディング方
   法。
3. 【請求項３】前記第２のレコードと共に前記キャッシュ
   メモリに転送されるレコードは、前記第１のレコードに
   振られた番号よりも大きい番号が振られているレコード
   であることを特徴とする請求項２記載のデータローディ
   ング方法。
4. 【請求項４】前記第２のレコードと共に前記キャッシュ
   メモリに転送されるレコードには、前記第２のレコード
   を除き、前記第１のレコードに振られた番号の次の番号
   が振られているレコードから前記記憶領域内で最大の番
   号が振られているレコードまでが含まれることを特徴と
   する請求項２記載のデータローディング方法。
5. 【請求項５】前記記憶領域に格納されるレコードには各
   々番号が振られ、前記第１のレコードに振られた番号
   は、前記第２のレコードに振られた番号よりも大きいこ
   とを特徴とする請求項１記載のデータローディング方
   法。
6. 【請求項６】前記第２のレコードと共に前記キャッシュ
   メモリに転送されるレコードは、前記第１のレコードに
   振られた番号よりも小さい番号が振られているレコード
   であることを特徴とする請求項５記載のデータローディ
   ング方法。
7. 【請求項７】前記第２のレコードと共に前記キャッシュ
   メモリに転送されるレコードには、前記第２のレコード
   を除き、前記記憶領域内で最小の番号が振られているレ
   コードから前記第１のレコードに振られた番号の直前の
   番号が振られているレコードまでが含まれることを特徴
   とする請求項５記載のデータローディング方法。
8. 【請求項８】前記記憶領域は１トラックであることを特
   徴とする請求項１から請求項７のうちいずれか１つに記
   載されたデータローディング方法。
9. 【請求項９】処理装置と記憶装置とに接続され、キャッ
   シュメモリを有する制御装置におけるデータローディン
   グ方法であって、前記処理装置からのアクセスの対象デ
   ータが、前記キャッシュメモリに格納されていない場
   合、前記記憶装置から前記対象データをロードし、前記
   ロードした対象データを前記処理装置に出力し、前記ロ
   ードした対象データを前記キャッシュメモリに格納し、
   前記対象データを格納した前記キャッシュメモリの管理
   単位内に格納されるべき、前記対象データを除くデータ
   を前記記憶装置からロードし、前記ロードした、前記対
   象データを除くデータを前記キャッシュメモリに格納す
   ることを特徴とするデータローディング方法。