JPH01276349A - ディスクキャッシュシステム - 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】 ［発明の１目的］ （産業上の利用分野） この発明は、ディスク装置の一部のデータの写しが置か
れるキャッシュデータメモリを備えたディスクキャッシ
ュシステムに関する。

（従来の技術） 一般に、この種のディスクキャッシュシステムでは、キ
ャッシュデータメモリに格納されているデータブロック
（ディスクブロック）を示すディスクアドレス情報を含
むディレクトリ情報を登録するための複数のエントリを
有するディレクトリメモリが設けられている。ディスク
コントローラは、ホスト装置から例えばデイスクリード
が要求されると、まずディレクトリメモリの各エントリ
を例えば先頭エントリから順に参照し、要求されたディ
スクアクセス先に対応するディスクアドレス情報を含む
ディレクトリ情報か登録されているエントリを検索する
。

ディスクコントローラは、目的エントリを見付けること
かできたキャツシュヒツトの場合には、同エントリに対
応するキャッシュデータメモリのデータブロックをリー
ドし、ホスト装置へ転送する。

これに対して目的エントリを見付けることかできなかっ
たキャッシュミスの場合には、ディレクトリメモリの各
エントリの中から置換対象エントリを選択し、この選択
したエントリに要求されたディスクアクセス先に対応す
るディスクアドレス情報を含むディレクトリ情報を登録
する。またディスクコントローラは、ディスク装置をア
クセスして要求されたアクセス先に対応するブロックを
リードし、上記ディレクトリ情報の登録エントリに対応
させてキャッシュデータメモリに格納する一方、ホスト
装置へ要求されたデータを転送する。上記の置換対象エ
ントリの選択には、ＬＲＵ（１，ｅａｓｔ　Ｒｅｃｅｎ
ｔｌｙ　Ｕｓｅｄ）方式が適用される。

（発明が解決しようとする課題） 上記したように従来のディスクキャッシュシステムでは
、ディレクトリメモリの各エントリの参照順序は固定で
あるため、ディレクトリチェックに要する時間は目的ア
クセス先に無関係にランダムとなり、低速処理でも構わ
ないディスクブロックのアクセスが高速に行われたり、
高速処理を必要とするディスクブロックのアクセスか遅
くなるというように、必要に応じたアクセス速度か実現
てきないという問題があった。また従来のディスクキャ
ッシュシステムでは、ＬＲＵ方式によって置換対象エン
トリが選択されるため、高速処理が要求されるディスク
ブロックであってもアクセス回数が少ないものはキャッ
シュデータメモリから追出されてしまい、高速化の要求
に応えることかできないという問題もあった。

したかってこの発明は、高速処理を必要とするデータブ
ロックを対象とするディスクアクセス要求時のキャツシ
ュヒツト率並びにディレクトリチェック速度の向上か図
れるようにすることを解決すべき課題とする。

［発明の構成コ （課題を解決するための手段） この発明は、ディスクキャッシュシステムのディレクト
リメモリに登録されるディレクトリ情報に、同情報に対
応してキャッシュデータメモリに格納されるデータブロ
ックの優先度を示す優先度情報を（＝Ｉ加し、ホスト装
置から優先度情報を含むディスクアクセス要求か与えら
れた場合には、ディレクトリメモリの各エントリを同エ
ントリ中の優先度情報の示す優先度の順に参照してブイ
レフ］・リチェックを行うようにし、このチェックの結
果デイレクトり情報の登録か必要となり旧つディレクト
リメモリに空きエントリが存在しない場合には、最も優
先度の低い優先度情報を含むデイレフトリ情報が登録さ
れているディレクトリチェック内エントリを対象に、ホ
スト装置から与えられた優先度情報を含むディレクトリ
情報を登録するようにしたことを特徴とする。

（作用） 上記の構成によれば、ディレクトリメモリの各エントリ
が、ホスト装置からのディスクアクセス要求時に通知さ
れた優先度情報の示す優先度順に参照されるため、優先
度か高いデータブロックをアクセスする場合には高速デ
ィレクトリチェックが可能となる。また、ディレクトリ
メモリに空きエントリがない場合には、最も優先度の低
い優先度情報を含むデイレクトり情報が登録されている
ディレクトリメモリ内エントリか置換対象エントリとし
て選択されるので、優先度が高いデータブロックがキャ
ッシュデータメモリから追出される虞はなく、この種デ
ータブロックを対象とするディスクアクセス要求時のキ
ャツシュヒツト率か向上する。

＝　６− （実施例） 第１図はこの発明の一実施例に係るディスクキャッシュ
システムのブロック構成を示す。同図において、１０は
ディスク装置、例えば磁気ディスク装置、２０は図示せ
ぬホスト装置からのディスクアクセス要求に応じて磁気
ディスク装置１０をアクセスするための磁気ディスク制
御装置である。

磁気ディスク制御装置２０は、磁気ディスク装置１０を
制御するハードディスクコントローラ（以下、ＩＤＣと
称する）２】、磁気ディスク装置１０とホスト装置との
間のデータ転送速度の差を吸収するだめの先入れ先出し
方式のバッファ（以下、ＦＩＦＯバッファ）２２、ホス
ト装置とのインタフェース（ホストインタフェース）２
３、磁気ディスク制御装置２０全体を制御するマイクロ
プロセッサ２４、および内部ハス２５を有している。

磁気ディスク制御装置２０は、ホスト装置からのディス
クアクセス要求で示される（ヘッドアドレス、シリンダ
アドレスおよびセクタアドレスから成る）ディスクアド
レスか保持されるディスクアドレスレジスタ（以下、Ｄ
ＡＲと称する）２６、磁気ディスク装置１０の一部のデ
ータの写しが例えば所定サイズ（ここでは１トラック分
）のデータブロック単位で格納されるキャッシュデータ
メモリ２７、キャッシュデータメモリ２７に格納されて
いるデータブロックのディレクトリ情報が登録される複
数のエントリを有するディレクトリメモリ２８を有して
いる。このディレクトリメモリ２８内エントリに登録さ
れるデイレクトり情報は、対応データブロックの磁気デ
ィスク装置１０上の位置を示す（例えばヘッドアドレス
およびシリンダアドレスから成る）ディスクアドレス情
報ＡＤＲ，同ブロックの優先度を示す優先度情報Ｐ１お
よび対応エントリの次に優先度が高い優先度情報Ｐを持
つエントリを指定するための次ポインタ情報ＮＰを含ん
でいる。上記優先度情報Ｐは、ホスト装置からのディス
クアクセス要求時に同装置から与えられるものである。

磁気ディスク制御装置２０は更に、キャッシュ制御部２
９を有している。キャッシュ制御部２９は、ホスト装置
からのディスクアクセス要求時にディレクトリメモリ２
８の各エントリを同エントリ中の優先度情報Ｐの示す優
先度の順に参照してディレクトリチェックを行うディレ
クトリチェック機能、ディレクトリチェック結果に応じ
てキャッシュデータメモリ２７をアクセスするアクセス
機能、およびディレクトリメモリ２８内の１エントリを
選択してデイレクトり情報登録を行うデイレクトり情報
登録機能を有している。

次に、第１図の構成の動作をデイスクリードを例に説明
する。まずホスト装置から磁気ディスク制御装置２０に
デイスクリードを示すディスクアクセス要求か与えられ
たものとする。このディスクアクセス要求は、デイスク
リード／ライ］・等を指定するコマンド、（ヘットアド
レス、シリンダアドレス並びにセクタアドレスから成る
）ディスクアドレス、サイズなとの周知の情報の他に、
優先度情報を含む。この優先度情報は、例えば使用頻度
の高いデータブロックへのアクセス、使用頻度は低くて
も高速処理（高速アクセス）か必要なデータブロックへ
のアクセス等に対しては、ホスト装置（のソフトウェア
処理）において高優先度に設定されるようになっている
。

ホスト装置からのディスクアクセス要求は、ポストイン
タフェース２３を介してマイクロプロセッサ２４に伝え
られる。マイクロプロセッサ２４は、ホスト装置からの
ディスクアクセス要求に従ってシークコマンドを発行し
てＩ　Ｄ　Ｃ２１にセットする。

これによりＩＤＣ２１は指定されたトラック（シリンダ
）をシークするように磁気ディスク装置１０を制御する
。またマイクロプロセッサ２４は、要求されたディスク
アドレスをＤ　Ａ　Ｒ２Ｇにセラｌ−Ｌ、ｔ。

かる後にキャッシュ制御部２９を起動して以下に述べる
ディレクトリチェックサイクルを行わせる。

キャッシュ制御部２９は、マイクロプロセッサ２４によ
って起動されると、まずディレクトリメモリ２８内の有
効な各エントリのうぢ、同エントリ中の優先度情報Ｐの
示す優先度か最も高いエントリを参照する。この実施例
において、キャッシュ制御部２９には、優先度情報Ｐの
示す優先度が最も高−］〇　− いエントリを指す図示せぬポインタ（最優先度エントリ
ポインタ）か設けられている。したがって、キャッシュ
制御部２９は最優先度エントリポインタの指すディレク
トリメモリ２８内エントリを最初に参照することになる
。

キャッンユ制御部２９は参照したエントリ内容のうちの
ディスクアドレス情報ＡＤＲとＤ　Ａ　Ｒ２Ｇに保持さ
れているディスクアドレスの所定フィールド（ここでは
ヘッドアドレス並びにシリンダアドレスの連結アドレス
）とを比較し、その一致の有無によりキャツシュヒツト
を判定するディレクトリチェックを行う。もし、一致が
検出されなければ、キャッンユ制御部２９は参照したエ
ントリ内容のうちの次ポインタ情報ＮＰの指すディレク
トリメモリ２８内エンドす（即ち、次に優先度の高い優
先度情報Ｐか設定されているエンドす）を参照し、前回
と同様のディレクトリチェックを行う。

キャッシュ制御部２９は、上記のディレクトリチェック
サイクルを、参照エントリ中のディスクアドレス情報Ａ
ＤＲとＤ　Ａ　Ｒ２Ｇからの上記アＩ・レスとの一致を
検出してキャツシュヒツトを判定するまで繰返す。但し
、次ポインタ情報ＮＰに後続エントリが存在しないこと
を示すヌル（ｎｕｌｌ）値が設定されているエントリ　
（即ち優先度情報Ｐの示す優先度か最も低いエントリ）
を対象とするディレクトリチェックまで進んでも一致が
検出されなかった場合、キャッシュ制御部２９はキャッ
シュミスを判定し、ディレクトリチェックザイクルを終
了する。

キャッシュ制御部２９はディレクトリチェックサイクル
を終了するとその結果（キャツシュヒツト／キャッシュ
ミス）をマイクロプロセツサ２４に通知すると共に、以
下の動作を行う。

まず本実施例のようにデイスクリードが要求されている
状態でキャツシュヒツトが判定された場合には、キャッ
シュ制御部２９は、ディレクトリメモリ２８の各エント
リと例えば１対１で対応するキャッシュデータメモリ２
７内のブロックのうち、キャツシュヒツト判定の対象と
なったディレクトリメモリ２８内エントリに対応するキ
ャッシュデーダメモリ２フ内ブロックを対象に周知のキ
ャッンユリード動作を行う。このリード動作によってキ
ャッンユデータメモリ２７から読■されたデータは内部
バス２５を介してＦＩＦＯ／＜ッファ２２に一時格納さ
れ、（ホスト装置から要求されたデータたけか）周知の
転送制御によってホストインタフェース２３経山でホス
ト装置に転送される。

一方、デイスクリードが要求されている状態でキャソン
ユミスが判定された場合には、キャッシュ制御部２９は
、ディレクトリメモリ２８に空きエンＩ・りかあれば同
エントリを、空きエントリがなければディレクトリチェ
ックザイクルの最後に参照したエンドす（即ぢ優先度情
報Ｐの示す優先度か最も低いエンドす）を、新たなディ
レクトリ情報登録対象エントリ　（置換対象エントリ）
として選択する。そしてキャッシュ制御部２９は、ＤＡ
Ｒ２Ｇからのヘットアドレス並びにシリンダアドレスの
連結アｌ”　ｌ／スをディスクアドレス情報ＡＤＲとし
、マイクロプロセッサ２４か受取ったホスト装置からの
優先度情報を優先度情報Ｐとするブイレフトリ情報を、
選択したキャッシュ制御部２９内エントリに登録する。

このときキャッシュ制御部２９は、ホスト装置からの優
先度情報の示す優先度とディレクトリメモリ２８に登録
済みの各エントリ中の優先度情報Ｐの示す優先度とをも
とに、次の動作を行う。

まず、前者（ホスト装置からの優先度情報）の示す優先
度か、後者（ディレクトリメモリ２８に登録済みの各エ
ントリ中の優先度情報Ｐ）の示すいずれの優先度よりも
低い場合には、キャッシュ制御部２９は選択したエント
リの次ポインタ情報ＮＰをヌル値とする。また、前者の
示す優先度か後者の示すいずれの優先度よりも高い場合
には、キャッシュ制御部２９は選択したエントリの次ポ
インタ情報ＮＰをそれまでの最優先度エントリを指すよ
うに設定し、且つ最優先度エントリポインタを選択した
エントリを指すように更新すると共にその時点で最も優
先度の低いエントリの次ポインタ情報ＮＰをヌル値とす
る。また、前者の示す優先度か後者の示す優先度のうち
の最低優先度より高く最高優先度より低い場合には、キ
ャッシュ制御部２９は選択したエントリの次ポインタ情
報ＮＰを次の優先度のエントリを指ずように設定し、且
つ前者の次に優先度か低いエントリの次ポインタ情報Ｎ
Ｐを選択したエントリを指すように更新すると共にその
時点で最も優先度の低いエントリの次ポインタ情報ＮＰ
をヌル値とする。以上により、選択したエントリを含む
キャッシュ制御部２９内の有効エントリか、次ポインタ
情報ＮＰによって優先度順に正しくリンクされる。

一方マイクロプロセッザ２４は、キャッンユ制御部２９
からキャッシュミスか通知されると、ＨＤ　Ｃ２１の制
御によってシークされていた磁気ディスク装置１０上の
トラック（データブロック）からのデイスクリードを行
わせる。このディスクリートによって磁気ディスク装置
］Ｏから読出されたデータブロックは、上記選択したデ
ィレクトリメモリ２８内エントリに対応するキャッシュ
データメモリのブロックへ格納されると共に、（ホスト
装置から要求されたデータたけか）ホストインタフ−１
５＝ エース２３経由でポスト装置に転送される。

なお、前記実施例では、キャッシュ制御部２９内の有効
エントリが、次ポインタ情報ＮＰによって優先度順にリ
ンクされ、キャッシュ制御部２９は次ポインタ情報ＮＰ
を辿ることにより各エントリを優先度順に参照できるよ
うに構成されている場合について説明したか、ディレク
トリメモリ２８内エントリの並び順が優先度順に一致す
るようにディレクトリ情報の登録エントリを管理するよ
うにしてもよい。但し、この方式では、新たなディレク
トリ情報登録動作が発生する毎に登録済みディレクトリ
情報の並べ替えが発生する。また、前記実施例では、１
データブロツクか１トラツクに対応する場合について説
明したが、例えば］データブロックを２”　　（ｎは０
以上の整数）セクタとする場合にも、ディスクアドレス
情報ＡＤＲの構成を変えることで応用可能である。また
、１データブロツクが固定サイズでない場合にも、ディ
スクアドレス情報ＡＤＲをホスト装置からの（ヘッドア
ドレス、シリンダアドレス並びにセクタアドレスから成
る）ディスクアドレスとし、且つディレクトリ情報にサ
イズ情報、更には該当データブロックのキャッシュデー
タメモリ内格納先へのポインタ情報を（＝Ｉ加すること
で応用可能である。

［発明の効果］ 以上詳述したようにこの発明によれば、ディレクトリメ
モリの各エントリがホスト装置からのディスクアクセス
要求時に通知された優先度情報の示す優先度順に参照さ
れてディレクトリチェックが行われるため、優先度が高
いデータブロックをアクセスする場合には高速ディレク
トリチェックか可能となる。また、ディレクトリチェッ
クによってキャッシュミスが判定された場合には、最も
優先度の低い優先度情報が設定されているディレクトリ
メモリ内エントリか置換対象エントリとして選択される
ので、優先度が高いデータブロックがキャッシュデータ
メモリから追出される虞はなく、この種データブロック
を対象とするディスクアクセス要求時のキャツシュヒツ
ト率が向上する。

即ち、この発明によれば、高速処理を必要とする＝　１
７− データブロックを対象とするディスクアクセス要求時の
キャツシュヒツト率並びにディレクトリチェック速度か
向上し、この種のデータブロックの高速アクセスが可能
となる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例に係るディスクキャッシュ
システムのブロック構成図である。 １０・・・磁気ディスク装置、２０・・・磁気ディスク
制御装置、２４・マイクロプロセッサ、２７・・・キャ
ッシュデータメモリ、２８・・・ディレクトリメモリ、
２９・・・キャッシュ制御部。 出願人代理人　弁理士　鈴江武彦

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. ディスク装置の一部のデータの写しが置かれるキャッシ
   ュデータメモリを備えたディスクキャッシュシステムに
   おいて、上記キャッシュデータメモリに格納されている
   データブロックを示すディスクアドレス情報、および同
   ブロックの優先度を示す優先度情報を含むディレクトリ
   情報を登録するための複数のエントリを有するディレク
   トリメモリと、ホスト装置から上記優先度情報を含むデ
   ィスクアクセス要求が与えられた場合に上記ディレクト
   リメモリの各エントリを同エントリ中の上記優先度情報
   の示す優先度の順に参照し、目的ディスクアクセス先の
   データが上記キャッシュデータメモリに存在するか否か
   をチェックするディレクトリチェック手段と、このディ
   レクトリチェック手段のチェック結果に応じて上記ディ
   レクトリ内エントリに上記ホスト装置からの上記優先度
   情報を含む上記ディレクトリ情報を登録するディレクト
   リ登録手段とを具備し、上記ディレクトリ情報登録手段
   は上記ディレクトリメモリに空きエントリが存在しない
   場合には最も優先度の低い上記優先度情報を含む上記デ
   ィレクトリ情報が登録されている上記エントリを新たな
   登録対象エントリとするように構成されていることを特
   徴とするディスクキャッシュシステム。