JPH0115903B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は情報処理装置内のデイスクサブシステ
ムにおけるデイスクキヤツシユ書込み制御方式に
関する。

中応処理装置（以下CPU）の処理速度は近年
著しく向上しているが、デイスク装置は機械的動
作を伴うため、アクセス時間はあまり改善されて
いない。この結果、デイスクの入出力時間が情報
処理システムの性能を押える一つの要因となつて
いる。そこで、高速小容量のキヤツシユメモリを
設けて一部のデイスクデータをキヤツシユメモリ
に入れ平均的なデイスクアクセス時間を短縮する
デイスクキヤツシユ装置が考えられている。

従来のデイスクキヤツシユ装置においては、デ
イスク装置への書込みデータの処理として次の二
通りの方式が一般に採られている。

第１の方法はCPU等の上位装置から与えられ
た書込データをキヤツシユメモリに書き込んだ時
点で上位装置に書込み動作終了信号を戻し、その
のち、書き換えられたデータをデイスクに書き込
む方式である。この方式では、外部から見た書込
時間が短くなると言う利点はあるが、書込み動作
終了信号を戻したのち、ハードウエアの故障等に
よりデイスク装置へのデータ書込みができなくな
つたときの障害処理が極めて困難である。何故な
らば、書込み動作終了信号を受けた中央処理シス
テムのソフトウエアはその時点で書込み動作が正
常に終了したか否かを判断し、正常ならば処理を
先に進めてしまうのが一般的だからである。一た
ん正常と判断された書込み動作のエラーを後で処
理できるようにするにはオペレーテイングシステ
ム（OS）や障害処理用のソフトウエアを全面的
に作り直さねばならなくなり、デイスクキヤツシ
ユの適用が限定される。

第２の方式では、書込みデータをキヤツシユメ
モリに書き込むとともにデイスク装置にも書き、
デイスク装置への書込み動作が終了した時点で書
込み動作終了信号を上位装置に戻す方法である。
この方法によれば障害処理はデイスクキヤツシユ
メモリのない場合と同様にできる半面、書込み時
間はデイスクキヤツシユメモリのないときと変ら
ず、デイスクキヤツシユメモリの効果が半減す
る。

本発明の目的は上述の欠点を除去しデイスクに
対する中央処理システムの障害処理ソフトウエア
を変更することなく、デイスク装置に対するみか
け上の書込み時間を短縮することのできるデイス
クキヤツシユ書込み制御方式を提供することにあ
る。

本発明の装置は、デイスクに記録されたデータ
と同じデータの一部を記憶するキヤツシユメモリ
を備え上位装置から与えられる前記デイスクに対
する書込みデータを上記キヤツシユメモリに書込
んだ時点で書込み終了信号を前記上位装置に通知
し、前記キヤツシユメモリに書込まれたデータを
前記デイスクには書込まないように制御すること
により構成されている。

次に本発明について図面を参照して詳細に説明
する。本発明の適用される第１図の情報処理シス
テムはチヤネルを含むCPU３０００、デイスク
装置２０００およびデイスク制御装置を含むデイ
スクキヤツシユ装置１０００から構成されてい
る。なお、デイスクキヤツシユ装置１０００はチ
ヤネルやデイスク制御装置と必らずしも独立して
いる必要はなく、これらの装置に組込むことも可
能である。デイスクキヤツシユ装置１０００はデ
イスクキヤツシユ制御装置４００およびキヤツシ
ユメモリ５００を有しており、キヤツシユメモリ
５００にはデイスク装置２０００からのデータの
一部が格納されている。デイスクキヤツシユ制御
装置４００はCPU３０００から与えられるデイ
スク装置２０００内のデータの読出し書込みその
他の指令を解読し、アクセスされたデータがキヤ
ツシユメモリ５００にある場合にはキヤツシユメ
モリ５００にアクセスし、アクセスされたデータ
がキヤツシユメモリ５００にない場合にはデイス
ク装置２０００に対してアクセスを行いまた必要
に応じてキヤツシユメモリ５００の更新を行う。

第２図は本発明の一実施例を示す図である。第
２図において、デイスクキヤツシユ装置１０００
は、信号線４１０を介してCPU３０００と制御
情報を受渡し信号線４２０を介してデイスク装置
と制御情報を受渡すデイスクキヤツシユ制御装置
４００と、CPU３０００からアクセスされるデ
イスクデータのアドレスが格納されるアドレスレ
ジスタ１００と、使用済みフアイルの上限アドレ
スが格納される上限アドレスレジスタ２００と、
デイスクのデータブロツクを入れるデータ部、デ
ータブロツクのデイスク上のアドレスを入れるア
ドレス部、データブロツクに有効なデータが入つ
ているときに論理“１”になるＶビツト部および
データブロツクが一時フアイルモードで使用され
ているときに論理“１”になるＷビツト部からな
るキヤツシユメモリ５００と、レジスタ１００お
よび２００の内容と信号線７１０で選択されたキ
ヤツシユメモリブロツクのアドレス部、Ｖビツト
およびＷビツトとを入力としアクセスされたデイ
スクブロツクがキヤツシユメモリに入つているか
否かの判定、キヤツシユの空きブロツクの選択お
よび使用済みブロツクの選択等を行うためにデイ
スクキヤツシユ制御装置４００により使用される
比較器７００と、CPU側、デイスク側およびキ
ヤツシユメモリのデータ部に接続されるデータバ
ス５５０，５６０および５７０とから構成されて
いる。

デイスクフアイルは大きく分けると永久フアイ
ルと一時フアイルとに分類できる。永久フアイル
はデイスク媒体にデータの記録されていることが
必須であるが、一時フアイルは短期間デイスク媒
体にデータの格納エリアが割り付けられるフアイ
ルで、使い終るとその割付けられたデイスクエリ
アも解放される。また、一時フアイルはその性質
上データがデイスクに書かれることは必須でな
い。本発明では、この２種類のフアイルに対し、
異なる制御方式を採用するのが一つの特徴であ
る。すなわち、アクセスされるデータが一時フア
イルか永久フアイルかを区別して制御を行うため
に制御装置４００の中にモードレジスタ４０１が
設けられている。一時フアイルか永久フアイルか
の情報はデイスクに対する入出力指令やチヤネル
プログラムの中で指定してもよいし、これとは別
の制御指令により指定してもよい。

また、予め一時フアイルモードで使用するフア
イルのデイスク上のアドレス範囲を登録しておき
このアドレス範囲に含まれているデータは一時フ
アイルモードであると判定してもよい。制御装置
４００はこれらの手段で判定したモードを読書指
令実行ごとにモードレジスタ４０１にセツトし、
このモードに応じて制御を行う。すなわち、永久
フアイルモード時には第１のモード情報が、ま
た、一時フアイルモード時には第２のモード情報
がそれぞれレジスタ４０１にセツトされる。

一時フアイルで使用されているキヤツシユブロ
ツクは後述するようにCPUから解放指令が与え
られるまでキヤツシユメモリに保存されるためキ
ヤツシユメモリが一時フアイルモードのブロツク
で占有される可能性がある。そこで、これを防ぐ
ため、制御装置４００の中に、一時フアイルモー
ドで使用されているキヤツシユブロツク（Ｗビツ
トが“１”のブロツク）の数を計数するＷブロツ
クカウンタ４０２と、予めこの上限値を入れてお
くためのＷブロツク上限レジスタ４０３が設けら
れており、上限値の範囲内で一時フアイルブロツ
クの割当が行われる。

次に第２図を参照して本発明のデイスクキヤツ
シユ装置の動作を説明する。

以下説明を簡単にするためデイスク上のデータ
はセクタと呼ばれる固定長のレコードで記録され
ており、データアドレスはボリユーム番号とボリ
ユーム内セクタ番号で表わされるものとし、また
１回のアクセスで１セクタのみ読み書きされるも
のとする。

なお、キヤツシユメモリ５００の１ブロツクは
セクタの2ⁿ倍の大きさと仮定する。まず、CPU
よりデイスクに対して永久フアイルモードの読出
し指令が出されたときについて説明する。デイス
クキヤツシユ制御装置４００はCPUから与えら
れたデータアドレスをアドレスレジスタ１００に
格納する。データアドレスは装置番号１０１、ブ
ロツク番号１０２およびブロツク内セクタ番号１
０４に分解され、制御装置４００は比較器７００
により、レジスタ１００のブロツクアドレス１０
１と１０２とキヤツシユメモリのブロツクのアド
レス部を１ブロツクずつ比較する。ブロツク選択
線７１０はキヤツシユメモリの最初のブロツクか
ら始め、比較結果が一致するまで１ブロツクずつ
進めて行く。もし比較が一致すれば（この場合、
そのＶビツトは必ず論理“１”であることが保証
されている）そのキヤツシユメモリブロツクのデ
ータ部にアクセスされたブロツクが格納されてい
ることを示し、そのデータ部の中からセクタアド
レス１０４の内容で指定されるセクタをバス５５
０および５６０を介してCPUに送り、入出力動
作終了信号を信号線４１０を介してCPUに伝え
る。

もし比較の一致するものがないときは、デイス
ク装置に対しレジスタ１００のブロツクアドレス
１０１，１０２のブロツクを読み出す指令を信号
線４２０を介して伝え、データバス５７０を介し
て読み出したそのブロツクをキヤツシユメモリ５
００の予め選択されたブロツクに転送しアドレス
部を新らしいアドレス１０１，１０２に書換えＶ
ビツトを１にする。また同時に指定されたセクタ
をデータ部からCPUに送る。これに先立ちキヤ
ツシユメモリの置換ブロツクの選択を行う必要が
あるが、このために制御装置４００は比較器７０
０を使いＶビツトもＷビツトも論理“０”である
ブロツクを探し見つかればそれを置換ブロツクと
する。もしこのようなブロツクが見つからないと
きは、Ｗビツトが論理“０”であるブロツクの中
から参照頻度の低い適当なブロツクを選択する。
通常この選択では、候補ブロツクの中、最後にア
クセスされた時点が最も古いもの（LRU）、また
は最も昔に参照されたもの（FIFO）などが選択
される。ここで重要なことは、Ｗビツトが論理
“１”であるブロツクは置換の対象とならないこ
とであり、後述するように、これにより一時フア
イルモード使われているブロツクはそのフアイル
が使い終るまでキヤツシユメモリに保存される。
また、Ｖビツトは、この置換ブロツクの選択を行
なうときのみ参照される。

次に永久フアイルモードの書込指令の場合に
は、書込セクタデータはバス５６０および５７０
を介してデイスク装置に書き込まれる。また読出
し指令のときと同様に書込みデータのセクタアド
レスがアドレスレジスタ１００に格納され、比較
器７００を介して、このセクタを含むブロツクが
キヤツシユ上にあるか否かが判定され、もしキヤ
ツシユ上にある場合（この場合、そのブロツクの
対応するＶビツトは必ず論理“１”であることが
保証されている）には、このキヤツシユメモリブ
ロツクに対してもセクタデータがバス５６０およ
び５５０を介して書き込まれる。

CPUに対する入出力動作終了信号はキヤツシ
ユメモリとデイスク装置との両者に書込みが完了
した時点に信号線４１０を介して伝えられる。

また、キヤツシユメモリ５００上に、書込みセ
クタが存在しないときは、データはデイスク装置
に書き込まれるのみで、キヤツシユメモリ５００
の更新は行われない。

このようにして、永久フアイルの場合は、デイ
スクキヤツシユにより書込時間は短縮されないが
デイスク上に常にデータが記憶されており、デイ
スクへの書込み障害が起きたときにはその時点で
CPUが認識でき、従つて必要な障害処理をデイ
スクキヤツシユがないときと同様に行うことがで
きる。

次に書込み指令が一時フアイルモードで出力さ
れた場合には、上述と同様にセクタアドレスがア
ドレスレジスタ１００に格納されて、キヤツシユ
メモリ５００にアクセスされたブロツクがあるか
否かが判定され、もしキヤツシユメモリ５００上
にアクセスされたブロツクが存在すれば（この場
合、そのブロツクの対応するＶビツトは必ず論理
“１”であることが保証されている）、そのキヤツ
シユメモリ５００のブロツクにセクタをバス５６
０および５５０を介して書込む。このとき、永久
フアイルモードと異なりキヤツシユメモリ５００
への書込終了時点で入出力動作終了信号がCPU
に伝えられ、デイスク装置に対する書込み動作は
行われない。

もし、アドレスされたブロツクがキヤツシユメ
モリ５００上に存在しない場合、制御装置４００
は、まず、Ｗブロツクカウンタ４０２がＷブロツ
クレジスタ４０３にセツトされている上限値を越
えていないか調べる。もし越えていなければ、比
較器７００を用いて、Ｗビツトが論理“０”のブ
ロツク中から適当なブロツクを一つ選択する。そ
れとともに選択されたブロツクのＷビツトを論理
“１”にセツトしてＷブロツクカウンタ４０２に
値“１”を加え、アドレス部にレジスタ１００の
ブロツクアドレス１０１および１０２を格納し、
データ部にバス５６０および５５０を介してデー
タを書込むとともにそのＶビツトを論理“１”に
セツトする。この書込みの終了時点で入出力動作
終了信号がCPUに伝えられ、デイスク装置に対
する書込み動作は行われない。

もし、Ｗブロツクカウンタ４０２の値が上限値
４０３を越えていればキヤツシユブロツクの割当
は行われず、書込みデータはバス５６０および５
７０を介してデイスクにのみ書込まれ、デイスク
への書込終了時点で入出力動作終了信号がCPU
へ戻される。

次に一時フアイルモードで読出し指令が出力さ
れた場合には、アドレスされたセクタがキヤツシ
ユメモリ５００にあれば（この場合、その対応す
るＶビツトは必ず論理“１”であることが保証さ
れている）永久フアイルモードと同様キヤツシユ
ブロツクから必要なセクタが読出されてCPUに
与えられて入出力動作の終了となる。

もしアドレスされたセクタがキヤツシユメモリ
上にないときには制御装置４００はデイスクから
そのセクタを読出しバス５７０および５６０を介
してCPUへ送出する。このとき、永久フアイル
モードと異なり、キヤツシユメモリの更新は行わ
れない。

一時フアイルは先にデイスクへの書込みがあ
り、そのあとで読出し動作が行われる。そこで、
上記の制御方式により、データの書込み時点でブ
ロツクがキヤツシユメモリに割つけられて行き、
キヤツシユメモリに割つけられなかつたブロツク
のみデイスクに書かれ、この割つけはフアイル使
用期間中、固定されていることになる。

次にフアイルの使用の終了時点で、キヤツシユ
メモリに割りつけられたブロツクを解放する手段
について説明する。

ある一時フアイルの使用が終了すると、CPU
はその一時フアイルが使用していたデイスクアド
レスの領域を指定して制御装置４００にキヤツシ
ユメモリ解放指令を出力する。制御装置４００は
この指令を受けて指定されたブロツクアドレスの
下限および上限をそれぞれアドレスレジスタ１０
０および上限アドレスレジスタ２００にセツト
し、比較器７００を使用して、キヤツシユメモリ
５００のブロツクのうちアドレスがレジスタ１０
０および２００で指定された範囲にあるものを一
つずつ探し出し、該当するブロツクのＶビツトお
よびＷビツトを論理“０”にし、Ｗブロツクカウ
ンタ４０２から値“１”を減算する。すべてのキ
ヤツシユブロツクについてこの動作を繰返すと、
指定された一時フアイルで使われていたキヤツシ
ユブロツクはすべて解放され、次に与えられる新
たな割当て要求に対して使用可能となる。

本発明に用いる一時フアイルモードの特徴は、
キヤツシユメモリに割りつけられたブロツクはキ
ヤツシユメモリのみに書かれることであり、これ
により入出力動作終了信号がCPUに戻されたあ
とでデイスクに対しても書込みを行う方式に比べ
て本発明においては制御が簡単になり、デイスク
エラー等が発生してデイスクへ書けなくなつたと
きの、CPUへのエラーの事後通知の問題がない。

もし、キヤツシユメモリの故障等でキヤツシユ
メモリへの書込みができなければ、入出力動作終
了信号を受け取つた時点でCPUに通知されるの
で、デイスクキヤツシユがないときと同様にエラ
ー処理を行えばよく、永久フアイルモードと同様
障害処理ソフトウエアも変更する必要がない。

以上の説明では、キヤツシユメモリとデイスク
データのマツピングはフルアソシアテイブ（デイ
スクデータブロツクをキヤツシユメモリのどのブ
ロツクにも割つけることができる方法）を仮定し
たが、デイスクデータブロツクおよびキヤツシユ
メモリブロツクをセツトと呼ばれる単位にグルー
プ化し、同じセツト内でマツピングを行う方法
（セツトアソシアテイブ）としてもよい。

なお、CPUの主メモリをアクセスできるプロ
グラム制御の入出力処理装置をCPUとは別に設
け、チヤネルプログラムの準備、入出力命令の実
行等の入出力処理を従来のCPUに代わつてこの
処理装置に行わせる機能分担システム構成方式が
知られている。このようなシステムでは、前記実
施例の各種レジスタや制御情報を入出力処理装置
のローカルメモリまたはCPUの主メモリに格納
し、デイスクキヤツシユ制御装置４００の各種制
御を入出力処理装置に行わせることができる。

本発明には、一時フアイルのデータのうちキヤ
ツシユメモリに書かれた部分はデイスク上には記
録しないようにすることにより、キヤツシユの制
御が簡単になり、障害処理ソフトウエアを変更す
ることなく、デイスクに対する書込時間を短縮で
きるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の適用される情報処理システム
を示す図および第２図は本発明の一実施例を示す
図である。 第１図および第２図において、４００……デイ
スクキヤツシユ制御装置、５００……キヤツシユ
メモリ、１００……アドレスレジスタ、２００…
…上限アドレスレジスタ、７００……比較器、５
５０，５６０，５７０……データ・バス、３００
０……中央処理装置、２０００……デイスク装
置。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ デイスクに記録されたデータの一部の写しを
   記憶するキヤツシユメモリと、外部から与えられ
   る第１または第２のモード情報を記憶するモード
   情報記憶手段とを備え、 前記モード情報記憶手段に前記第１のモード情
   報が記憶されている場合には少なくとも前記デイ
   スクに上位装置からの書込みデータを書き込んだ
   あと該上位装置に書込み終了信号を通知し、 前記モード情報記憶手段に前記第２のモード情
   報が記憶されている場合には前記キヤツシユメモ
   リに前記上位装置からの書込みデータを書き込ん
   だあと前記上位装置に前記書込み終了信号を通知
   するとともに前記デイスクには書き込まないこと
   を特徴とするデイスクキヤツシユ書込み制御方
   式。