JPH01194042A - ディスクキャッシュ制御方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔目次〕 概要 産業上の利用分野 従来の技術（第８図、第９図） 発明が解決しようとする課題 課題を解決するための手段（第１図） 作用 実施例 （ａ）一実施例の構成の説明 （第２図、第３図、第４図） （ｂ）−実施例割り振り処理の説明 （第５図、第６図） （ｃ）一実施例リード／ライト処理の説明（第６図、第
７図） （ｄ）他の実施例の説明 発明の効果 〔概要〕 ディスクデバイス中のデータの内参照頻度の高いデータ
をキャッシュメモリに複写しておくディスクキャッシュ
装置において、 アクセスが集中してもキャッシュメモリの利用効率が低
下することなく、ヒツト率を向上しうるディスクキャッ
シュ制御方式に関し、 高速処理とヒツト率の向上とを両立することを目的とし
、 データを格納したディスクデバイスと、上位に接続され
、且つ下位に該ディスクデバイスを接続し、キャッシュ
メモリ部と該キャッシュメモリ部の管理テーブルとを含
むコントローラとを有し、該上位からのアクセスアドレ
ス情報により該管理テーブルを探索し、要求データが該
キャッシュメモリ部にある時は、該キャッシュメモリ部
をアクセスするディスクキャッシュ制御方式において、
該管理テーブルを、該アドレス情報の一部をキー値とし
、該キー値毎に管理ブロックを割り振って構成し、該キ
ャッシュメモリ部を該キー値毎に領域分割して利用する
こと、又はディスクデバイスの指定された領域をキャッ
シュメモリ部に読み込んでＬＲＵ制御の対象外として確
保しておき、キャッシュメモリ部の残余の領域を管理テ
ーブルによって管理して利用するようにした。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、ディスクデバイス中のデータの内参照頻度の
高いデータをキャッシュメモリに複写しておくディスク
キャッシュ装置において、アクセスが集中してもキャッ
シュメモリの利用効率が低下することなく、ヒント率を
向上するようにしたディスクキャッシュ制御方式に関す
る。

近年のプロセッサ（ＣＰ　Ｕ）の性能向上に伴い、ギガ
バイト以上の大容量の記憶装置をサポートするシステム
が開発されており、アクセスの集中によるレスポンス時
間の増大がシステム性能上ネックとなっている。

この対策として、キャッシュメモリを付加したディスク
キャッシュ制御を採用することが一般的である。

ディスクキャッシュの動作原理は、ホストからの磁気デ
ィスク装置上のデータへのアクセスの偏りを利用して、
参照頻度の高いデータを磁気ディスク制御装置内に付加
されたキャッシュメモリに複写することにある。この複
写したデータへの再アクセスの際には、磁気ディスク上
のデータをアクセスする代わりに、キャッシュメモリか
らの直接転送によって高速アクセスを実現する。

キャッシュメモリ上のデータはＬ　ＲＵ　（Ｌｅａｓｔ
Ｒｅｃｅｎｔｌｙ　Ｕｓｅｄ）アルゴリズムにもとづき
入れ替えられる。

したがって、その時点でアクセス頻度の高いデータがキ
ャッシュメモリ上に保持される。このデータへのホスト
からのアクセス要求に対してはキャッシュメモリから転
送でき、磁気ディスクのアクセスに伴うメカニカルな動
作を不要とする。これによって、Ｉ１０応答時間が短縮
できるので、アクセス頻度が増加しても、Ｉｌｏの応答
時間はさほど増加しない。

このようなディスクキャッシュの性能は、全アクセス中
のヒツト率（キャッシュメモリにデータが存在する確率
）によって大きく左右されることから、特にキャッシュ
メモリの有効利用を実現し、ヒツト率を向上できる技術
が求められている。

〔従来の技術〕

第８図はディスクキャッシュの説明図である。

図中、１はディスクデバイス、２はコントローラ、２ａ
はキャッシュメモリ部、２ｂは管理テーブル、３は上位
（ホスト）である。

データのリード時は、第８図（Ａ）に示すように、上位
であるＣＰＵ３の要求するリードデータについて管理テ
ーブル２ｂを探索し、ヒント（データ存在）、ミスヒツ
ト（データネ存在）の判定を行い、ミスヒツトならディ
スクデバイス１から、ヒントならキャッシュメモリ部２
ａからデータを転送する。

又、ミスヒントなら、キャッシュメモリ部２ａに新たに
領域を割り付け、要求されたデータをディスクデバイス
１からキャッシュメモリ部２ａに転送格納しておく。

一方、データのライト時は、第８図（Ｂ）に示すように
要求されたライトデータの全てについて管理テーブル２
ｂを探索し、ヒツト、ミスヒントの判定を行い、ヒツト
ならキャッシュメモリ部２ａのデータを更新し、ミスヒ
ツトならディスクデバイスｌのデータを更新する。

このミスヒントの場合に、キャッシュメモリ部２ａにミ
スヒツトライトデータの格納域を新たに割り付は格納す
る方法もある。

このようなディスクキャッシュ制御では、ヒツト率向上
が最大の課題である。

第９図は従来技術の説明図である。

キャッシュメモリの管理方法として、第９図（Ａ）に示
すセント・アソシアティブ方式と、第９図（Ｂ）に示す
フル・アソシアティブ方式が知られている。

セット・アソシアティブ方式は、ディスク装置１ａ〜１
ｎ全体を連続している論理アドレスの領域毎にいくつか
の組Ａ、Ｂ・・・に分け、キャッシュメモリ２ａも対応
して分けておき、分割した各々でマツピングをとりメモ
リ２ａを管理するものであり、管理テーブル２ｂを分割
して探索できるため、高速サーチができる。

又、フル・アソシアティブ方式は、ファイル装置全体で
１つの管理テーブル２ｂによりキャッシュメモリ２ａを
管理するものであり、メモリ２ａを有効利用できる。

又、ＬＲＵ制御に優先度をつけておき、参照頻度の高い
データはキャッシュメモリ２ａのメモリ占有優先度を高
くしておくようにして、キャッシュメモリ２ａから係る
データが追い出され（ｐｕｒｇｅ）ないようにして、ヒ
ント率を向上する方法も知られている（例えば雑誌［日
経エレクトロニクスＪ　１９８５．３．１１号第２１５
頁乃至第２１６頁参照）。

〔発明が解決しようとする課題〕

しかしながら、キャッシュメモリの管理において、第９
図（Ａ）のセット・アソシアティブ方式では、キャッシ
ュメモリ２ａの探索（マツピング）処理を高速化できる
が、アクセスが分割したある組（機番又は領域）に集中
すると、次々とＬＲＵ制御でキャッシュメモリからデー
タが追い出され、メモリ２ａの有効利用ができず、ヒツ
ト率が低下するという問題があった。

又、第９図（Ｂ）のフル・アソシアティブ方式では、メ
モリ２ａが予じめ組に分割されていないので、メモリ２
ａｌｃ有効に利用でき、アクセスが集中してもヒツト率
が向上する反面、管理テーブル２ｂは一連のもののため
、探索（マツピング）処理に時間がかかるという問題が
あった。

更に、参照頻度の高いデータをＬＲＵ制御におけるメモ
リ占有優先度を高いものとしておく方式においては、ヒ
ツト率は向上するものの、データのアクセス毎に優先度
の設定が必要となり、アクセス時間が長くなるという問
題があった。

本発明は、高速処理とヒツト率の向上とを両立すること
のできるディスクキャッシュ制御方式を提供することを
目的とする。

〔課題を解決するための手段〕

第１図は本発明の原理説明図である。

第１図（Ａ）において、第８図及び第９図で示したもの
と同一のものは同一の記号で示しである。

本発明は、第１図（Ｂ）に示すように、管理テーブル２
ｂを、アクセスアドレス情報の一部をキー値ｋｅｙとし
、キー値毎に管理ブロックＭＢを割り振って構成し、キ
ャッシュメモリ部２ａをキー値毎に領域分割して利用す
るものである。

又、第１図（Ｃ）に示すように、初期設定時に、ディス
クデバイス１の指定された領域をキャッシュメモリ部２
ａに読み込んで、図の斜線の如く、ＬＲＵ制御の対象外
として確保しておき、キャッシュメモリ部２ａの残余の
領域（図の斜線外）を管理テーブル２ｂによって管理し
て利用するようにしたものである。

更に、第１図（Ｄ）に示すように、管理テーブル２ｂを
、アドレス情報の一部をキー値ｋｅｙとして、キー値毎
に管理ブロックを割り振って構成するように、初期設定
時に、ディスクデバイス１の指定領域をキャッシュメモ
リ２ａに読み込んで、図の斜線の如く、ＬＲＵ制御の対
象外として確保しておき、キャッシュメモリ２ａの残余
の領域を各キー値毎に領域分割して利用するものである
。

〔作用〕

本発明は、第１に従来セット・アソシアティブ方式とし
て一連の連続アドレス毎に、メモリ２ａを領域分割した
ものを、アドレスの一部をキー値とし、キー値毎にメモ
リＺ　ａ　ｆｉｌ域分割するようにした。

これによって、一連の連続アドレスのデータはキー値で
不連続な領域に分割して管理されるので、アクセスがデ
ィスクデバイスのある機番や領域に集中しても、特定の
ｋｅｙ値の領域のみが使用されることなく、分散使用さ
れる。

従って、メモリの効率を向上し、又ＬＲＵ制御によって
追い出される可能性が小となるから、ヒツト率が向上し
、キー値による管理ブロックの高速探索との両立を図れ
る。

第２に、初期設定時に、ディレクトリ−や文字パターン
等の頻繁にアクセスされるデータをキャッシュメモリ２
ａに読み込んで、ＬＲＵ対象外として確保するので、予
じめ初期設定時にＬＲＵ対象外の設定ができ、アクセス
毎に係るデータをキャッシュメモリに読み込み且つＬＲ
Ｕ対象外の制御を行わなくてよい。

従って、アクセス時間を短縮し且つヒツト率の向上を図
れる。

第３に、アクセス頻度の高いデータを予じめキャッシュ
メモリに確保しておき、残余の領域をキー値毎に領域分
割するので、アクセス頻度を反映したメモリの最適な領
域振り分けができ、高速探索とヒント率向上を実現でき
る。

〔実施例〕

（ａ）一実施例の構成の説明 第２図は本発明の一実施例ブロック図、第３図は第２図
構成の管理テーブルの構成図である。

図中、第１図、第８図及び第９図で示したものと同一の
ものは同一の記号で示してあり、２０は主制御部であり
、マイクロプロセッサ（ＭＰＵ）で構成され、上位から
のコマンド解析処理、コマンド実行処理等をプログラム
の実行によって行うもの、２１はキャッシュコントロー
ラであり、キャッシュメモリ２ａのページ管理、探索処
理、ＬＲＵ処理等を行うものである。

２２はシステムバスコントローラであり、システムバス
４に接続され、上位（本体システム）３とコマンド、デ
ータのやりとりを行うもの、２３は入出力コントローラ
（ＩＯＣ）であり、ディスクデバイス１ａ〜１ｎと接続
され、ディスクデバイス１ａ〜１ｎとの入出力制御をす
るもの、２４はＲＡＭ　（ランダムアクセスメモリ）で
あり、第３図の管理テーブル２ｂが設けられるもの、２
５ａはＩ１０バスであり、ｌ０Ｃ２３、システムバスコ
ントローラ２２及びキャッシュメモリ２０を接続し、デ
ータのやりとりを行うもの、２５ｂはローカルバスであ
り、制御部（ＭＰＵ）２０、システムバスコントローラ
２２、ｌ０Ｃ２３、ＲＡＭ２４及びキャッシュコントロ
ーラ２１を接続し、コマンド、データのやりとりを行う
ものである。

キャッシュメモリ２ａは、ＲＡＭ　（ランダムアクセス
メモリ）で構成され、４メガバイト程度の容量を有する
ものである。

３０は本体側のプロセッサ（ＣＰ　Ｕ）であり、３１は
メインメモリであり、３２は本体側のシステムバスコン
トローラ、３３はＲＯＭ　（リードオンリーメモリ）で
ある。

第３図により管理テーブル２ｂについて説明する。

第３図（Ｂ）に示すようにアクセスアドレスは、アクセ
スするディスク装置機番（ディスクアドレス）ｄａと、
そのディスク装置上の論理ブロックアドレスｌｂａで構
成される。

キャッシュメモリ２ａの管理サイズとして１ページを８
ブロツクとすると、論理ブロックアドレスｌｂａの下位
３ビツトのｐｂはページ内アドレスを示し、それ以外は
ページアドレスを示す。

ここでは、ページアドレスの下位ｒビットをキー値ｋｅ
ｙとして用いる。

管理テーブル２ｂは、キー値テーブルＫＴと、管理ブロ
ックＭＢで構成されている。

キー値テーブルＫＴは、各キー値ｋｅｙに対応し、管理
ブロックＭＢの使用中先頭アドレスＡｕ　ｓ。

未使用先頭アドレスＡｎｆ、使用中最終アドレスＡｕｆ
が設けられている。キー値数ｍは、ｒビットとすると、
２ゝである。

管理ブロックＭＢは、１ページを４キロバイトとすると
、キャッシュメモリ２ａは約４メガバイトのため、１０
２４ページに分割されるから、各ページに対応して、１
０２４ケ設けられる。

管理ブロックＭＢは、リンクエリア（次のブロックの連
続情報）ＬＡと、格納したデータの属性（アドレス情報
とＬＲＵ対象外データタイプＤＴＹか否か等）と、対応
するキャッシュメモリ２ａのバッファ（メモリ）アドレ
スと、データの有効範囲とを格納する。

第４図は第２図構成の管理テーブルの説明図である。

ディスクデバイス１ａ〜１ｎの連続アドレスのページ領
域１ｆ＋１、ｚ＋２は、アドレスの一部としてのキー値
ｋｅｙが異なるため、キー値テーブルＫＴのキー値ｋｅ
ｙ　ｒ　ｎ　Ｊ、ｒｎ＋ＩＪ、「ｎ＋２」に分散して振
り分けて格納される。

従って、キャッシュメモリの効率利用、即ち分散利用が
図れ、高速のテーブルサーチと、アクセスの集中があっ
ても、ヒツト率の向上が図れる。

（ｂ）−実施例割り振り処理の説明 第５図は本発明の一実施例割り振り処理フロー図、第６
図は本発明の一実施例動作説明図である。

■　初期設定時に、本体システム３から割り振りコマン
ドが発行されると、アダプタ２では、システムバスコン
トローラ２２を介しＭＰＵ２０が受信し、コマンド解析
する。

ＭＰＵ２０は、キャッシュコントローラ２１に割り振り
指示を与える。

キャッシュコントローラ２１は、ＲＡＭ２４の管理テー
ブル２ｂの全ての管理ブロックＭＢを未使用キューにリ
ンクする。

次に、キャッシュコントローラ２１は、本体システム３
から割り振りの特定領域の指定があったかを８周べる。

■　キャッシュコントローラ２１は、特定領域の指定が
あれば、その指定領域の先頭アドレスを認識し、対応す
るキー値ｋｅｙを計算する。

■　次にキャッシュコントローラ２１は、未使用の管理
テーブル（ブロック）ＭＢをアダプタ内未使用キューか
ら獲得制御する。

キャッシュコントローラ２１は、獲得に失敗すると、即
ち未使用管理ブロックＭＢが必要数以下又は零なら、全
ての管理テーブル（ブロック）をアダプタ内未使用キュ
ーにリンクして、異常終了とする。

■　一方、キャッシュコントローラ２１は、獲得に成功
すると、ｌ０Ｃ２３より当該アドレスのディスクデバイ
ス１ａ−１ｎのデータを、キャッシュメモリ２ａの当該
管理ブロックの領域に読み込み、格納する。

この時、管理ブロックＭＢのデータ属性としてデータタ
イプ指定フラグ（ＬＲＵ対象外フラグ）ＴＹＰを立てて
おく。

更に、キー値テーブルＫＴの該当キー値へ当該管理ブロ
ックＭＢをリンクさせる。

次にキャッシュコントローラ２１は、指定領域の終了か
を調べ、指定領域の終了でないと、次の領域のアドレス
をポイントし、ステップ■に戻る。

■　一方、キャッシュコントローラ２１は、指定領域の
終了と判定すると、他の領域が指定されているかを調べ
、指定されていれば、ステップ■に戻り、次の領域の読
み込みを行う。

又、指定されていなければ、次のキー値ｋｅｙをポイン
トする。

■　次に、キャッシュコントローラ２１は、残り未使用
管理ブロック（テーブル）ＭＢが有るかを調べる。

未使用テーブルが有れば、そのキー値に未使用管理ブロ
ックを割り振り、次のキー値ｋｅｙをポイントし、ステ
ップ■の先頭に戻る。

未使用テーブルＭＢがなければ、正常終了する。

■　一方、ステップ■で特定領域の指定がなければ、キ
ー値テーブルＫＴのキー値ｋｅｙ＝ｏをポイントし、ス
テップのに進む。従って、指定なしでは、第６図（Ｂ）
のように、各キー値ｋｅｙに対し、同数の管理ブロック
ＭＢが割り振られ、これによって各キー値ｋｅｙに対す
るキャッシュメモリ２ａの領域数は同一となる。

逆に、特定領域が指定され、例えば、特定領域がキー値
ｋｅｙの「０」〜ｒｎＪまで４ブロツクづつとすると、
第６図（Ａ）に示すように、キー値ｋｅｙのｒＯＪ　〜
ｒｎＪに対し、４つのＬＲｔＪ対象外の管理ブロックＭ
Ｂ’が割り振られ、残余の管理ブロックＭＢはキー値ｋ
ｅｙの「Ｏ」〜「ｍ」に均等に割り振られる。

従って、アクセス頻度に応じてキャッシュメモリ２ａが
領域分割されることになる。

（ｃ）一実施例リード／ライト処理の説明第６図は本発
明の一実施例リード／ライト処理フロー図である。

■　本体３からのコマンドは、システムバス４を介しシ
ステムバスコントローラ２２に受付けられ、ローカルバ
ス２５ｂを介しＭＰＵ２０に４えられる。

ＭＰＵ２０は、与えられたコマンドを解析し、リード又
はライトコマンド受信と判定すると、キャッシュコント
ローラ２１にキャッシュＩＩ　ｊＢ　ヲ命じる。

キャッシュコントローラ２１では、コマンドに付随する
本体３からのアクセス機番ｄａと論理ブロックアドレス
ｆｆｂａによりアドレス情報を作成し且つ第３図（Ｂ）
のようにキー値ｋｅｙを計算する。

そして、ＲＡＭ２４の管理テーブル２ｂのキー値テーブ
ルＫＴから当８亥キーイ直ｋｅｙにリンクされている最
初の管理ブロックをポイント（指示）する。

■　キャッシュコントローラ２１は、該当キー値の使用
中管理ブロックが有るかを使用中先頭アドレスＡｕｓに
より調べ、有ればヒツト、ミスヒツトの判定に進む。

即ち、キャッシュコントローラ２１は、リンクされた使
用中管理ブロックを調べ、当該アドレス情報に一致する
ものであるかを調べる。

あれば、ヒツトであり、キャッシュメモリ２ａの当該管
理ブロックの示すバッファアドレスにデータが存在する
から、ステップ■のヒツト時のデータ転送処理に進む。

逆になければ、ミスヒントであるから、当該参照した使
用中管理ブロックＭＢのデータ属性中のデータタイプを
調べ、データタイプとしてＬＲＵ対象外の指定でないも
のを追い出しくｐｕｒｇｅ）管理ブロック候補として保
存しておく。又、ＬＲＵ対象外の指定のものは、追い出
し候補から除外する。

そして、使用中最終テーブル（ブロック）まで調べたか
を判定し、最終でなければ、次の管理ブロックをポイン
トし、このステップ■の先頭のヒント、ミスヒツト判定
に戻る。

逆に最終テーブルまで調べても、ミスヒツトなら、ステ
ップ■に進む。

■　ＭＰＵ２０は、ヒツトであれば、ｌ０Ｃ２３とシス
テムバスコントローラ２２とキャッシュコントローラ２
１に転送起動をかけ、Ｉ１０バス２５ａを介するコント
ローラ２２とキャッシュメモリ２ａ及びｌ０Ｃ２３の転
送ルートを指示する。

従って、リードであれば、キャッシュメモリ２０から要
求データがシステムバスコントローラ２２へ転送され、
更にシステムバス４を介し本体３のメインメモリ３１へ
転送される。

一方、ライトであれば、メインメモリ３１からシステム
バス４を介し与えられたライトデータがシステムバスコ
ントローラ２２からキャッシュメモリ２０へ転送され、
書込まれる。

これとともにｌ０Ｃ２３にライトデータが転送され、デ
ィスクデバイス１ａ〜１ｎに書込まれる。

そして、ステップ■に進む。

■　キャッシュコントローラ２１は、ステップ■で使用
中管理ブロックなし、又はステップ■で、ミスヒントと
判定すると、当該キー値ｋｅｙの未使用管理ブロックが
あるかを判定する。

未使用管理ブロックがあれば、未使用管理テーブルキュ
ーの先頭のテーブルを獲得し、当該テーブル（ブロック
）に必要な情報を書込み、ステップ■のミスヒント時の
データ転送処理に進む。

■　一方、ステップ■で未使用管理ブロックなしと判定
すると、キャッシュコントローラ２１はＬＲＵアルゴリ
ズム制御を行う。

即ち、ステップ■で保存されたＬＲＵ候補のテーブル（
アドレス）があったかを調べる。

なければ、全ての管理ブロックはＬＲＵ対象外のため、
当該キーイ直ｋｅｙでのキャッシュメモリの使用不可の
ため、ステップ■のキャッシュメモリを用いないデータ
転送処理に進む。

一方、候補テーブル（アドレス）があれば、コマンドが
リードかライトかを調べる。

コマンドがライトなら、パージ（ｐｕｒｇｅ）　シなく
てもよいから、ステップ■のキャッシュメモリを使用し
ないデータ転送処理に進む。

一方、コマンドがリードなら、当該保存された管理テー
ブル（ブロック）を追い出しテーブルとして獲得し、管
理ブロックの内容を書き換えて、ステップ■のミスヒツ
ト時のデータ転送処理に進む。

■　ＭＰＵ２０は、リードなら、ｌ０Ｃ２３にディスク
デバイス１のリード起動を命じる。

そして、システムバスコントローラ２２、キャッシュコ
ントローラ２１を転送起動する。

従って、ディスクデバイス１はリード起動され、リード
データは、ｌ０Ｃ２３より■／○ハス２５ａを介しキャ
ッシュメモリ２ａに与えられ格納されるとともに、シス
テムバスコントローラ２２へ転送され、更にシステムバ
ス４より本体３のメインメモリ３１へ転送される。

ライトなら、ステップ■と同様である。

そして、ステップ■に進む。

■　ＭＰＵ２０は、ローカルバス２５ｂよりシステムバ
スコントローラ２２及びｌ０Ｃ２３を起動し、転送指示
する。

これによってライトなら、システムバスコントローラ２
２からＩ１０バス２５ａよりｌ０Ｃ２３にライトデータ
が転送され、ディスクデバイス１に書込まれる。

一方、リードなら、ディスクデバイス１からのリードデ
ータが１００２３よりＩ１０バス２５ａよりシステムバ
スコントローラ２２へ転送され、システムバス４より本
体３のメインメモリ３１へ転送される。

■　また、ステップ■、■の終了後、当該管理テーブル
（ブロック）ＭＢを該当キー値ｋｅｙからのリンクの先
頭にリンクするようリンクエリア、先頭アドレス等を書
き換え、終了する。

このようにして、アドレスの一部のキー値ｋｅｙでキャ
ッシュメモリ２ａを分割しているので、連続アドレスの
アクセスに対し、分割領域の一部のみが使用されること
なく、分散して使用されるから、メモリを有効利用でき
且つ一部の領域が集中使用され、必要なデータがＬＲＵ
制御で直ちに追い出されることもなく、ヒツト率が向上
する。

又、キー値ｋｅｙ毎に管理ブロックをサーチするので、
フル・アソシアティブ方式に比し、マツピング処理がほ
ぼ１／ｋｅｙ値に短縮でき、高速のマフピング処理が可
能となる。

更に、頻繁にアクセスされる領域については、最初のア
クセスからヒツトさせることができるとともに、データ
の追い出しもほかの領域にくらべ遅くすることができ、
初期設定時にまとめて行うので、通常アクセス時に処理
時間が長くなることもな（、ヒント率向上とアクセス時
間の短縮を図れる。

このキー値の決定方法及び個数は、キャッシュメモリ２
ａのサイズやキャッシュメモリ中での管理サイズ等の情
報で決定すればよく、この実施例では、キャッシュメモ
リ２ａが４メガバイト、管理サイズ（ページ）が４キロ
バイトで、１０２４分割され、キー値は１２８であり、
１つのキー値に８ページ（８管理ブロツク）が設定され
ている。

（ｄ）他の実施例の説明 上述の実施例では、ディスクデバイスをｎヶのデバイス
で説明したが、１つであってもよく、ディスクデバイス
は磁気ディスクデバイスに限らず、光デイスクデバイス
等機械的動作を伴う周知のファイルデバイスを用いるこ
とができる。

又、第７図において、ミスヒツト時にステップ■で、ラ
イトコマンドに対し、キャッシュメモリへの格納を行わ
ないようにしているが、リードコマンドと同様にキャッ
シュメモリへの格納を行うようにしてもよい。

更に、第１の請求項においては、初期設定でキャッシュ
メモリ２ａに指定領域を読み込まなくてもよく、第２の
請求項においては、従来のセット・アソシアティブ方式
等を採用してもよい。

以上本発明を実施例により説明したが、本発明は本発明
の主旨に従い種々の変形が可能であり、本発明からこれ
らを排除するものではない。

〔発明の効果〕

以上説明した様に、本発明によれば、第１にアドレスの
連続した領域に対し、キャッシュメモリ２ａで振り分け
て格納されるので、キャッシュメモリ２ａを有効利用で
き、アクセスが一部の領域に集中しても、キャッシュメ
モリ２ａに格納したデータが直ぐ追い出されることなく
、ヒツト率を向上できるとともに、高速のマツピング処
理が可能となりアクセス時間も向上するという効果を奏
する。

第２に、参照頻度の高いデータを初期設定時にまとめて
キャッシュメモリ２ａに読み込んでＬＲＵ対象外として
確保しておくので、ヒツト率が向上するとともにアクセ
ス毎にＬＲＵ制御を行わなくてもよいためアクセス処理
を高速化できるという効果を奏する。

第３に、参照頻度の高いデータを予じめＬＲＵ対象外と
してキャッシュメモリ２ａに確保しておき、キー値毎に
残余の領域を振り分けるので、高速アクセスとヒツト率
の向上という効果を得る他に、アクセス頻度を反映した
領域分割ができ、−層ヒット率を向上させるという効果
も奏する。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理説明図、 第２図は本発明の一実施例ブロック図、第３図は第２図
構成の管理テーブルの構成図、第４図は第２図構成の管
理テーブルの説明図、第５図は本発明の一実施例振り分
は処理フロー図、 第６図は本発明の一実施例動作説明図、第７図は本発明
の一実施例リード／ライト処理フロー図、 第８図はディスクキャッシュの説明図、第９図は従来技
術の説明図である。 図中、１−・ディスクデバイス、 ２・−コントローラ、 ２ａ−キャッシュメモリ部、 ２ｂ−管理テーブル、 ３・−上位（本体システム）。

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）データを格納したディスクデバイス（１）と、 上位（３）に接続され、且つ下位に該ディスクデバイス
   （１）を接続し、キャッシュメモリ部（２ａ）と該キャ
   ッシュメモリ部（２ａ）の管理テーブル（２ｂ）とを含
   むコントローラ（２）とを有し、 該上位（３）からのアクセスアドレス情報により該管理
   テーブル（２ｂ）を探索し、要求データが該キャッシュ
   メモリ部（２ａ）にある時は、該キャッシュメモリ部（
   ２ａ）をアクセスするディスクキャッシュ制御方式にお
   いて、 該管理テーブル（２ｂ）を、該アドレス情報の一部をキ
   ー値とし、該キー値毎に管理ブロックを割り振って構成
   し、 該キャッシュメモリ部（２ａ）を該キー値毎に領域分割
   して利用することを 特徴とするディスクキャッシュ制御方式。
2. （２）データを格納したディスクデバイス（１）と、 上位（３）に接続され、且つ下位に該ディスクデバイス
   （１）を接続し、キャッシュメモリ部（２ａ）と該キャ
   ッシュメモリ部（２ａ）の管理テーブル（２ｂ）とを含
   むコントローラ（２）とを有し、 該上位（３）からのアクセスアドレス情報により該管理
   テーブル（２ｂ）を探索し、要求データが該キャッシュ
   メモリ部（２ａ）にある時は、該キャッシュメモリ部（
   ２ａ）をアクセスするディスクキャッシュ制御方式にお
   いて、 初期設定時に、該ディスクデバイス（１）の指定された
   領域を該キャッシュメモリ部（２ａ）に読み込んでＬＲ
   Ｕ制御の対象外として確保しておき、 該キャッシュメモリ部（２ａ）の残余の領域を該管理テ
   ーブル（２ｂ）によって管理して利用するようにしたこ
   とを 特徴とするディスクキャッシュ制御方式。
3. （３）データを格納したディスクデバイス（１）と、 上位（３）に接続され、且つ下位にディスクデバイス（
   １）を接続し、キャッシュメモリ部（２ａ）と該キャッ
   シュメモリ部（２ａ）の管理テーブル（２ｂ）とを含む
   コントローラ（２）とを有し、 該上位（３）からのアクセスアドレス情報により該管理
   テーブル（２ｂ）を探索し、 要求データが該キャッシュメモリ部（２ａ）にある時は
   、該キャッシュメモリ部（２ａ）をアクセスするディス
   クキャッシュ制御方式において、該管理テーブル（２ｂ
   ）を、該アドレス情報の一部をキー値とし、該キー値毎
   に管理ブロックを割り振って構成し、 初期設定時に、該キャッシュメモリ部（２ａ）に該ディ
   スクデバイス（１）の指定された領域を読み込んでＬＲ
   Ｕ制御の対象外として確保しておき、 該キャッシュメモリ部（２ａ）の残余の領域を各キー値
   毎に領域分割して利用することを特徴とするディスクキ
   ャッシュ制御方式。