JPH02224040A - データローディング方法および装置 - 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】 【産業上の利用分野】

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。

【従来の技術】

外部記憶装置として用いられる磁気ディスタ装置などに
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・−
夕の記録、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。 このため、外部記憶装置ど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甜ける
。そして磁気ディスク装置に格納されているγ−タの一
部をこのキャッシュメモリに格納して４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ぎ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。 その場合、中央処理装

【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
！−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ぜ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。 例えば、オーム社刊「電子情報通信ハンドブックＪ　　
（１９８８年）には、キャッシュメモリに対Ｊ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、 また、たとえば、特開昭５５−１５４６４８号公報に開
示される技術では次のようＬこシている、磁気ディスク
装置の記憶領域を複数個に分割ず゛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。以上のようにしてピット率の向
にを図ろうとするものである。 また、たとスば２特開昭６０−１４３６０号公転に記載
される技術では次のようにしている。ヒツト／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、オベシー°夕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ジ、
１．スモリ上にロードされるｆ〜り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。 さらに、情報処理学会、第２９目金国大会、ｐｐ、　１
６９−１７０においては、シーケンシャル・アクセスの
認１１！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。 【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Ｊ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
。 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１ノ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。 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。 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２ 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
合などに対応が困確となる。 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６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。 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。 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
。 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、ヒツト
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。

【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２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・−夕以外
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。 さらに、本発明の他の目的は次のようにして達成される
。 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。 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１−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。 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！・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どな
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、ヒツト率とローディングの軽減
をバランスよく実現する。

【実施例】

以下５本発明の一実施例を図面を引用しつつ説明する。 第１図は、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。 第２図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。 まず、第２図などにより、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。 たとえば、汎用の電子計算機などの一部を構成する中央
処理袋３１　（Ｃｅｎｔｒａｌ　Ｐｒｏｃｅ９ｓｉｎｇ
　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
。 第２図にはディスク装置２を１台図示しであるが、一般
に、−台のディスク制御装置が接続される。 中央処理装置Ｊ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１〕−が設けられている。 一方、ディスク制御’Ａ　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
ンドの遺り取り、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遺り取りなどを受は
持っている。 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。 また、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とは、データバス３５によ
って接続されている。 このデータバス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邂体メモリなどか
らなるキャッシュメモリ３６が設けられている。 そして、磁気ディスク装置２に格納されでいるデータの
中で、上位のチャネル装置１】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
て一ヒ位の中央処理装置１の側からのアクセス要求に応
答すること番こより、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百２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。 さらに、データバス３５において、キャッシュメモリ３
６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。 また、キャッシュメモリ３６およびデータバップア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。 一方、前記磁気ディスク装置２においては、第４図に示
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には第３図に示されるよ
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。 また１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２」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１−ラック上への位置付は動作、すなわ
ちシー・り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。 さらに、この複数のヘッドを磁気ディスク２］。 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。 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２゛３の番号２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。 この場合、キャッシュメモリ３６には、第１図に示され
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１〜ラツ
クスロツト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。 これにより、チャネル装置１ｉ１１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。 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１−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
。 キャッシュ管理テーブル４には個々のｌ−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。 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　Ｒｅｃｅｎ
ｔｌｙ　Ｕｓｅｄ　ｌｏｗ）により管理されている。 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、
ヒツトと記す）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百２に対してアクセスを行うこと
になる。 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
ととなるにの複写に際しては、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３６１〜３６７・・・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Ｌ　ＲＴＪ管理において最も
票位の低い（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１−リ４１をＬ　ＲＵ管理の最上位（ＩＮ側）に位置
づける操作が行われる。 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。このようにしてヒツト率の
向上を図るものである。 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！！！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
動作モードど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。 第３図に示されるように、磁気ディスク装置２にむける
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Ｒ４にアクセスがあった場合に、
レコードＲｎの後方に（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Ｒ７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
バス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Ｒｐのみを複写するモード
である。 前述のキャッシュ管理テーブル４の複数のエントリ４】
の各々は、次のように構成されている。 第１図に示されるように、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。 さらに１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０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リシンダ単位で管理さ
れている。 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５１ｂ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ゆ そして、本実施例では、アクセス回数記録部５　］、　
ｂの値と、ローディングモードカウンタ５］。 Ｃまたはレコードモードカウンタ５１ｄどの比の大小に
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。 以下、本実施例のキャッシュ制御方式の動作の一例を第
５図を用いて説明する。 中央処理装Ｗ１は、チャネル装置］１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胃２に
対するアクセスを要求する。 この要求に対応し・て、第４図の処理が開始する９デイ
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）１、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）。 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。 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Ｒ３に引き続く後続のレコードＲ工ｉｔ
Ｒｍ＋ｚを、ロードする（ステップ６６）。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１−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Ｉ−３６
２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Ｒ１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ｌ・ラックスロ
ツ１−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）。 そして、以降、当該トラックスロッｌ−３６２において
後続のレコードＲ□、、Ｒｍ、、にアクセスの要求があ
れば、当該レコードＲｗｒ４１　ｐ　Ｒ＠４．１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゛４Ｊのカウンタ４１ａを・
（−１する（ステップ７１）。 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
Ｒ１で１回、後方のレコードＲ１や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４１．　ａの値は２となる。 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。 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３６
５のカウンタ４１ａの値は】、であるのでロードの契機
となった先頭のＲ１１シかアクセスされていないことが
わかる。 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ｌ−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ＬＲ
Ｕ法の順位が最下位にあるとする。 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４１のカウンタ４
１ａが規定の値以下であるもの（本実施例の場合］、）
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Ｉ
・・す５１にあるローディングモードカウンタ５１ｅを
＋１する（ステップ６５）。 すなわち、シリンダ統計情報テーブル５における口・−
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。 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＋
、を求める（ステップ７２）。 そして、この割合ＸＬがある規定の割合（Ｋ）を超えて
いた場合（本例の場合に＝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一１−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）。 同時に、シリンダ統計情報テーブル５の当該シリンダ２
３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）。 たとえば、第１図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５　］、、　ｂ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、Ｘｔ、＝１２／１４与０゜８５ となるａＸＬが規定ｉｏ、ｓ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。 このため、ディスク制御装置３は、以後、当該シリンダ
番信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ＩＪ３６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。 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）。 ここで、現在レコードモードにあるトラックスロット３
６７において、当該トラックスロッ１−３６７に対応す
るトラック２２における後続レコードＲｐ＋ｚ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Ｒｐ＋ｚは存在しない（ステップ７７）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）。 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５１
ｄを＋１する（ステップ＆、Ｏ）。 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。 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・・−ドカウンタ５１ｄの値のアクセス回数記録部５
１ｂの値に対する割合ＸＲを求める（ステップ８１）。 この割合Ｘ、Ｒがある規定の値（Ｔ、　’）を超えてい
た場合（本例の場合ではＬ；０．６）（ステップ８２）
、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
）。 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およびレ
コードモードカウンタ５　］、　ｄをクリアする（ステ
ップ８４）。 たとえば、第１図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１−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５１．　ｄの値がそれぞれ１３および８で
あり、 ＸＲ＝　８　／　１３句０．６２ となる。ＸＲ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。 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。 なお、ｉノ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ｆ
ｌへ出力する（ステップ８５）。 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ｌへり４１に設けられたカウンタ４
］ａ、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５］ｂ、ローティングモードカウンタ５１　
Ｃ？　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。 したがって、中央処理装置１からの磁気ディスク装胃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。 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。 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Ｊ、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。 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１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。 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９ 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。 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。 また、キャッシュ動作モードとしでは、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。 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殻備え、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閾値を超
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。 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。 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
ードを儲え５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６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
情報の値が規定の閾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。 これにより、たとえ中央処理装置からの７クセスバダー
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ど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。 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。 特にヒツ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・ 第６図は、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、一つ以上のある固定数のセグメン
ト３０が必要であるとする。 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３０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。 第７図は、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、第１図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」二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６第８図は、」二記キ
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ＩＤ５
２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２Ｌ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３ｏへのポインタとなる。 また、格納開始レコード識別子５５は、キャッシュメモ
リ３Ｇ内に格納を開始したレコードの識別子、例えば、
この１ノ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内の格納を最終的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・−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け、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。但し、他に空いているキャッ
シュ管理ブロック４ｏがない場合、ｎｕｌｌ値となる。 第９図に、プロセッサ３３の処理フロー図を示す。第９
図は、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への格納状況をチエツクする。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３
６内に存在しない場合は、中央処理装置１から受取った
位置付は要求（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に対して位置付は要求を発行する（ステップ９１
）、なお、このどき。 １トラツクを格納するにに充分な個数のセグメント３０
を確保する。 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１−ラック後の部分である場合は次のＪ、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Ｌ：ｌ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
で位置付は要求を発行する。このとき、このトラックの
最後のＬ／フードを格納するのに充分なセグメント３０
の数を確保する。 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５次の
ように処理する。格納終了１ノコード識別子５Ｇより前
方の部分にアクセス対象のシー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に示されたしｊ−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１ノコードまでを格納するため、ディスク装
置２に対して位置付は要求に発行する。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。 次に、ディスク装置２から位置付は完了報告を受取った
どきの、プロセッサ３３の処理フロー・を、第１０図〜
第］２図に基づいて説明する。 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。第】０図ステップ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９．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、このし♂Ｎドをキャッシュメモリ３
６内に日−ドする。ディスク装置１０；」Ａ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
１こ書込むと同時に、キャッシュメモリ３Ｇ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５Ｇ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Ｉノコ〜ド（ディスク装置
２へ書き込むべ＠１ノコード）は連続したレコード群と
なるゆ 第１３図には、このときのデータの格納形式を示す１図
示するように最初にアクセス対象とな−Ｊ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・−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。 第１１図は、格納終了レコード識別子５６に示されたＬ
／コードの次の１７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
理に対する位置付は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ｗ３
終了識別Ｆ５６に示されたレコ・−ドの次のレコ・−ド
から、最終レコ・−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。 第１．４図に、このときのデータ格納形式を示す。 この後、ステップ９６においで、中央処理装置】と論理
的に再接続し、中央処理装置】−ど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。 第１２図は、格納終了レコード９別Ｐ５６に示された次
の１７コードから、この１−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６　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からの位置付は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、
トラツクの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。このどき、格納開始レコード識別子５６を、格納開
始１ノコード識別子５５の前のレコードに設定する。 第］、５図には、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、トランクの最終レコ
ードまでのレコード群を、更に、その後に［・ラックの
先頭からのレコード群を格納することになる。 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）１ているレコー）：群より後方のレコードにアク
セス要求があった場合、第１−１図に示した如く、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、
第１２図に示す如く。 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。 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３
０をＩ・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。 次に、一つのトラックに対応して、一つのセグメント３
０を割当てる場合の実施例を説明する。 この場合、第８図に示

【２．たキャッシュ管理ブロック
４０の形式は異なり、第１６図に示すキャッシュ管理ブ
ロック４０ａの形式とする。第８図との相異は、セグメ
ントポインタ１５０が一つで良いことである。 また、セグメント３０内の格納形式は、第１−３図に示
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、第
ｉ−７図に示す如く、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、夙ζ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・−ドを、セグメン
（・３０内の先頭に格納することになる。 プロセッサ３３の処理も、基本的には、第９図〜第１２
図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、第９図ステップ９１に相当する部
分だけで良い。 また、第］、７図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。 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どの間のデータ転送
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、これ以外の箭成要素は不可欠ではない。 以」二述べた如く、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ど
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。 さらに、キャッシュメモリへのローディング・オーバー
ヘッドの軽減とヒツト率の向上を図るための別の実施例
を示す。 第１８図は、制御メモリ３４の構成を示す。制御メ（す
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
分についで述べる。アクセス特性チエツク部７は、入出
力要求のアクセス特性をチエツクし、アクセス・パター
ンに関する情報を記憶する。口・−ディング選択部８は
、アクセス特性チエツ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後行う機
能を持つ。 第１９図は、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５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３
６内のセグメン［・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ＭＲＵ（Ｍｏｓｔ　Ｒｅｃｅｎｔｌｙ　Ｕｓ
ｅｄ）順にチエインされている。ＭＲＵポインタ４２は
、最も最近に入出力の対象どなったトラックのキャッシ
ュ管理ブロック４０１）をさす、　ＬＲＵ　（Ｌａａｓ
ｔ　ＲｅｅｓｎｔｌｙＵ　ｓｅｄ　）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・
ラックのキャラ・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ｌ
−３０を割り当てる必要が生じ、か“つ、空きセグメン
ト・かない場合、ＬＲＵポインタ４３で示されたキャッ
シュ管理ブロック４０１）に対応した１−ラックを格納
したセグメンｈ３０、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ｌ
−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４
８をたどっていた場合、各キャッシュ管理ブロック４０
ｂ内のアクセス時間４４は２遅くなっ°〔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４
５から、先頭のキャッシュ管理ブロック４０ｂ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１−される
。 アクセス特性情報４６は、アクセス特性チエツク部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４６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
中に設は必要な記憶容量を削減してもよい。 第２０図に、アクセス特性情報４６の構成を示す。本実
施例では、受は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やシーケンシャル・アクセス
であるとＵＫ　Ｆａ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口ｉｈ５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。 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。 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・チエツク中フ
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エツ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仝シャ
ルにアクセスが完了した場合（二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
のフラグをオンにする。シーケンシャル識別アドレス１
０１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１０
２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、
入出力要求を受はイ（けた時である８シーケンシヤル以
外のアクセスに対しては、入出力要求を受は付けた時、
アクセス対象ｊ・ラックのレコードがキャッシュ２Ｊ内
に存在しなかった時点（以降これを１−ラック・ミスと
呼ぶ。）から、このトラックのデ・〜夕がキャッシュメ
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。 次に。２該トラックの申で中央処理装置が実際にアクセ
スした部分をＢ識するための情報を示す２１つの考え方
は、ある固定長（第２１図ではＰバイト）の単位を１ビ
ツトとして、第２】図に示すようにトラックを複数ビッ
トの１−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
でおき、（第２１図中では、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、口・−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
した部分を第２２図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６第２２図では、トラックを、上位
アクセス部１１．０．前方部１０９．後方部１１１とわ
けてる。 上位アクセス部１−１０は、当該ｉ−ラックに対する入
出力要求を受ｉｉ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１０９は、この上位アクセス部１．１０の箭の
位置にあるＬ／ココ−群であり。 後方部１１１は後の位「Ｆ５、あるレコード群である。 本実施例では、シーケンシャル・アクセス以外のアゲセ
スに対して、１−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７本発明は有
効である。）（ａ’）、＆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・・・・・・
上位アクセス部十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。 以、−ヒの様なローディング・パターンを用意した場合
にも、（ｂ）上位アクセス部十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１ノコードにアクセス
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１１ｊ、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１−ラックの中でキャッシ
ュメモリ３６にロープ、イングしていない！ノコードを
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１．　］、　１内のみキャッ
シュにロードする。 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６
上位アクセス部１１０．前方部１．０９．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６本実施例では、過去９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。 例えば、後方部Ｊ１１をアクセスしたケースが最も多か
った場合、（ｂ）上位アクセス部十後方部ローディング
を選択する。 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４−６の中に持つべき情報を以下説
明する。 開始・終了アドレス１．０３は、トラック・ミス時、中
央処理装置１がアクセスしたＬ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。 前方部・アクセス・フラグ］、　０４　、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１］、１をア
クセスしたかを示す情報である。アクセス部チエツク中
フラグ１．．０６は、前方部１０９、後方部１１１がア
クセスされるかをチエツク中であることを示すフラグで
ある。 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５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回菩積したも
のである。 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５例えば、シリンダご
とにと−）でもよい。 以下、アクセス特性チエツク部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。 まず、アクセス特性チエツク部７の処理フローについて
述べる。アクセス特性チエツク部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。 第２３図は、当該トラックの先頭のレコードがアクセス
さ九た時の処理である。ステップ１−２０において、シ
ーケンシャル・チエツク中フラグ１００をオンにして、
処理を終了する。 第２４図は、入出力要求に対する処理を受は付けた時、
当該トラックのシーケンシャル・チエツク中フラグ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、受は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エツク
する。 一致すれば、Ｉノコードがシーケンシャルにアクセスさ
榊（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１．２２において、シーケン
シャル・チエツク中フラグ１００をオフにする。 第２５図は、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・チエツク中フラグ１０
０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１ノコ−・ドまで、入出力処
理が完了したかどうかをチエツクする。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１−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、 完了した場合には、このトラックの１７１−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６シーケンシヤル・チエツク中フラグ１
０１をオフにする。 第２６図は、入出力要求を受は付けた時、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。 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や 第２７図は、１−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・口・−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、第２２図における上位アクセス部Ｊ１０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
でアクセス部チエツク中フラグ１０６をオンにする。 第２８図は、アクセス部チエツク中フラグ１０６がオン
の時に当該トラックに対して入出力要求を受は取った時
の処理である９ステツプ１２９では、受は付けた入出力
要求がアクセス対象とするレコードが第２２図に示した
、前方部１０９、上位アクセス部３．１０　、後方部１
１１のどの位置に相当するかを分析する。 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。 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１０４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１，３１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。 後方部１．１１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１０５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。 第２９図は、キャッシュメモリ３６から当該１−ラック
を追い出す時、前方・後方部チエツク中フラグ１０６が
オンの時、実行される処理である。 まず、ステップ１３４で、アクセス部チエツク中フラグ
１０６をオフする１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１０４．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１０４、後方図
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。 次に、ローディング選択部９の処理フローを第３０図に
示す。第：３０図は、トラック・ミスが発生した時に、
実行される。 まず、ステップ１３７でこの入出力要求がトラックの先
頭の１ノコードに対するアクセスかどうかをチエツクす
る。そうでなければ、ステップ１４０八ジヤンプする。 先頭のレコードに対するアクセスの場合、ステップ１３
８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エツクする９本実施例の場
合、チエツクするのは、２トラツクであるが、２トラツ
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ヘジヤンプする。 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。 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Ｉ　Ｊ、、　１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９この結果、前方部１０９も後方部］１１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プ、イングをロー
ディング実行部に対して指示する。 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子後方
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。 これ以外のパターンが最も多かった場合、ステップ１４
３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。 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１−０７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。 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エツクするために、シーケンシャル
識別アト！メス１．０１を１つ）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１
−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、第２０図にかわり第３１、図に示すよ
うになる。第２０図との違いは、第２０図中のシーケン
シャル・チエツク中フラグ１００、シーケンシャル識別
アドレス１０１１、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、受は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。 また、シーケンシャル・アクセスの認識を行う際、受Ｕ
付けに入出力要求のアクセス効果となる１ノコードのト
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。 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
クセス部子後方部）、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。 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１
０９、後方部１〕１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。 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１−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２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
位アクセス部子後方部）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
】、０７に記憶し、以降のローデイど４法の選択に反映
させる必要がある。こυとき、統計情報Ｊ４０７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１】Ｏ６前方部
１０９、後方部！、　１．１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ｊ、１０に対するものであれば、上位アク
セス部］１０にアクセスがあったこと、（ｂ）後方部１
１１に対するものなら後方部１ｉ］Ｌにアクセスがあっ
たこと、及び（ｅ）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腑計情報１０７に記
憶することになる。 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４０　））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、Ｔ、
　ＲＵ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３６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。 第３２図は、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４．６　ｂの構成である。 同様に第３３図は、第３１図のアクセス特性情報４６ａ
にローティングなしのパターンを考慮した場合の構成４
６ｅである。 以下、新たに設けた情報の説明を行う。Ｌ位アクセス・
フラグ１７０は、Ｌ位アクセス部１１０に対するアクセ
スをチエツクするフラグである。 トラック・ミス発生時刻１７］はトラック・ミス発生時
刻を記憶するために設ける。上位アクセスベグ１フ０．
１−ラツク・ミス発生時刻１”７１の使用目的は以上述
べたとおりである。 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Ａ」７２はこれに、上位？クセスフラグの過去の情
Ｉ！＠を付加したものである。Ｍ計情報Ａｌ、７２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
関係な以下に示す。 （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。 ｃｂ＞上位アクセス部ｉ−１０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。 （ｅ）後方部１．１１．あるいは、上位アクヒス部Ｊ１
０＋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部十後方部のロ
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。 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、（−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・−は、口・−ディングなしのパターンと設
けない場合とそれＩＪ、どの差違はないため省略する。 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
ヒツト率（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、ヒツト率が一
定値以ｒ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λら
れるが、ローディングしないと決定した後、アゲセス特
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、ヒツト率は計測でき
るが、ローデイング対象としない場合には、ヒツト率を
計測することは困難である、このため２何らかの情報に
より。 ヒツト率の近似値を把握する。第３４図に、この場合の
アクセス特性情報部４６ｅのデータ構造。 第３５図に処理フローを示す。第３４図は、第２０図に
対応した構造である（第３１図に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、第３
２図のようにトラック・ミス発生時刻ｊ７１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もで
記録しておく。ミス関数３．９２．ヒツト関数１９１の
使用法は、第３５図の処理フローの説明の中で述べる。 ただし、＠３５図の処理フローにおいて。 トランクは、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Ｌ　ＲＴＪ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】、７１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、第３４図のミス関数１９１を１増やす、そうでな
ければ、ステップ１４Ｇにおいて、ヒツト関数ｊ、９２
を増やし、トラック・ミス発生時刻１，８Ｊ−を更新し
ておく。ヒツト関数１９２とミス関数１９１の合計値が
ある値以」ユになり、この２つの値からヒツト率（ヒツ
ト関数１９１１、、（ヒツト関数１９１＋ミス関数１９
１））が一定値以ｊユになると再びキャッシュ２１への
ロー５’イング対急とすることが可能となる。

【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ぃ６１ノコードが可変長の場合でも
、トラック単位の管理方式をべ・−人とＬ７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。 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ツト率の向上がバラ
ンスよく実現できる。

【図面の簡単な説明】

第１図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、第２図はこのキャッシュ
制御方法が適用さ狂る情報処理システムの一例の構成を
示すブロック図、第３図は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ンシュ動作子・−ドを説明
する概念図、第４図は外部記憶装訝の構成の一例を示す
概念図。 第５図は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、第６図はキャッシュメモリ
の構成例Ｐ示す図、第７図はキャラ？、ツユ管理チー・
プルの構成を示す図１．第８図（士キャッシュ管理ブロ
ックの構成を示す図、第９図は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・−ト、第１．０図〜第
１２図は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、第１３図〜第１５回および第１７図は
本発明の実施例におけろデータの格納形式を示す図、第
１６図はキャッシュ管理ブロックの他の実施例り・赤す
図、第１８図は、本発明の主な機能を実行するプログラ
ムの構成例を示す図、第１−９図は５キヤツシユ管理テ
ーブルの構成を示す図５゜＠２０図は、アクセス特性情
報の構成を示す図、第２１図は、トラックの中でＣＰ　
Ｕがアクセスした部分を認識する方法の・一例を示す図
５第２２図は、トラックの中でＣＰ　Ｕがアクセスした
部分を認識する方法の他の例を示す図、第２３図は、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、第２４図は、受は付けた入出力要求がアクセス対
象とするトラックのシ・−ケンシャル・チエツク中２ラ
グがオンの場合実行される処理フロー図、第２Ｓ図は、
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ｌツク中フラグがオンの場合実行さ
れる処理フロー図、第２６図は、入出力要求を受は付け
た時、当該トラックのシ・・−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、第２７図は、（・
ラック・ミス時、複数１−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、第２
８図は、アクセス部チエツク中フラグがオン時に。 当該トラックに対し７て入出力要求を受は取−った時に
実行される処理フロー図、＠２９図は、キャッシュメモ
リから当該トラックを追い出す時、アクセス部チエツク
中フラグがオンの時、実行される処理フロー図、第３０
図は、ローディング選択部の処理フロー図、第３１図は
、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、第
３２図は、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１、第３３図は、シーケンシ
ャル・アクセスの認識をリード用とライト用γこ独立に
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、第３４図は、ヒツト率の
近似値を把握する場合のアクセス特性情報の構成図、第
３５図は、ヒツト率の近似値を把握する時の処理フロー
図である。 Ｓ）図 偉　　饅 ｆ′Ｔ。 り／ｎ 不１Ｉ−１図 葛７図 あ ／り 図 葉 ／？ 図 ｊ！　ｅｌｆＱハリ 茎　２グ　図 ＄２１図 ドー＝、−□　　−−−−−−−−ｗ−−−−−−Ｈレ
コートパ／Ｉ／クー１”２−　　　　　　　　　Ｌ−り
・−ド声。 ＋　　番　　↓　　↓　　番　　番　　↓　　　　　　
　↓　　番　　◆１／／１０　　θ　θ　−−−−−−
／　　／　　／／ρ？ Ｌう・／７・じ゛ンＹ・　へ′２−ン ２２図 ２３図 名２７図 第２ｒ月 璃 ３θ 図 ■ ３／ 図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、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、以下のステップからなる： 前記制御装置に接続する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、前記制御装置に接続する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。 ２、請求項１記載のデータローディング方法であり、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
   、前記キャッシュメモリに格納するステップは以下のス
   テップを含む： 前記キャッシュメモリの管理単位内の前記対象データの
   直後に格納されるべきデータから、前記キャッシュメモ
   リ管理単位内の最後に格納されるべきデータまでのデー
   タを、前記記憶装置からロードし、前記キャッシュメモ
   リに格納し； 前記キャッシュメモリ管理単位内の先頭に格納されるべ
   きデータから、前記キャッシュメモリ管理単位内の前記
   対象データの直前に格納されるべきデータを、前記記憶
   装置からロードし、前記キャッシュメモリに格納する。 ３、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り、以下のステップからなる： 前記制御装置に接続する処理装置からの第１のアクセス
   の第１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、前記制御装置に接続する記憶装置から前
   記第１の対象データをロードし； 前記ロードした前記第１の対象データを前記キャッシュ
   メモリに格納し； 前記処理装置からの第２のアクセスの第２の対象データ
   が、前記第１の対象データが格納されている前記キャッ
   シュメモリの同じ管理単位内に格納されるべきデータで
   あって、前記第１の対象データより前の格納位置に格納
   されるべきデータである場合に、前記キャッシュメモリ
   の前記管理単位の先頭に格納されるべきデータから、前
   記第１の対象データの直前に格納されるべきデータまで
   の第１のデータを、前記記憶装置からロードし； 前記ロードした、第１のデータを、前記キャッシュメモ
   リに格納する。 ４、請求項３記載のデータローディング方法であり、さ
   らに以下のステップからなる： 前記第１の対象データの直後に格納されるべきデータか
   ら前記管理単位の最後に格納されるべきデータまでの第
   ２のデータを前記記憶装置からロードし； 前記第２のデータを前記キャッシュメモリに格納する。 ５、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り、以下のステップからなる： 前記制御装置に接続する処理装置からの第１のアクセス
   の第１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、前記制御装置に接続する記憶装置から前
   記第１の対象データをロードし； 前記ロードした前記第１の対象データを前記キャッシュ
   メモリに格納し； 前記処理装置からの第２のアクセスの第２の対象データ
   が、前記第１の対象データが格納されている前記キャッ
   シュメモリの同じ管理単位内に格納されるべきデータで
   あって、前記第１の対象データより後の格納位置に格納
   されるべきデータである場合に、前記第１のデータの直
   後に格納されるべきデータから前記管理単位の最後に格
   納されるべきデータまでの第１の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第１のデータを前記キャッシュメモ
   リに格納する。 ６、請求項５記載のデータローディング方法であり、さ
   らに以下のステップからなる： 前記管理単位の先頭に格納されるべきデータから前記第
   １の対象データの直前に格納されるべきデータまでの第
   ２データを前記記憶装置からロードし； ロードした前記第２のデータを前記キャッシュメモリに
   格納する。 ７、キャッシュメモリを有する制御装置におけるキャッ
   シュメモリ制御方法であり、以下のステップからなる： 前記制御装置に接続する処理装置から、追加ローディン
   グの指示を含む対象データへのアクセス要求を入力し； 前記対象データを、前記制御装置に接続する記憶装置か
   らロードし； ロードした前記対象データを前記処理装置へ出力し； ロードした前記対象データを前記キャッシュメモリへ格
   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； 前記データを前記キャッシュメモリに格納する。 ８、記憶領域を複数のセグメントに分割したキャッシュ
   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、以下のステップからなる：前記制御装置に接続す
   る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、前記対象データのサ
   イズ以上のサイズを有するように、少なくとも１つの前
   記セグメントを得； 前記制御装置に接続する記憶装置から前記対象データを
   ロードし； ロードした前記対象データを、得た少なくとも１つの前
   記セグメントに格納する。 ９、請求項８のデータローディング方法であり、さらに
   以下のステップからなる： 前記対象データと関連するデータのサイズ以上のサイズ
   を有するように、少なくとも１つの前記セグメントを得
   ； 前記記憶装置から前記対象データと関連する前記データ
   をロードし； ロードした前記データを、得た少なくとも１つの前記セ
   グメントに格納する。 １０、所定のサイズの記憶領域を管理単位とするキャッ
   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
   グ方法であり、以下のステップからなる： 前記制御装置に接続する記憶装置に格納されたデータを
   ロードし； 前記データを前記キャッシュメモリのある管理単位に格
   納し； 前記制御装置に接続する処理装置からの前記管理単位内
   のデータへのアクセスのパターンを認識し； 前記パターンに応じて、前記管理単位へのデータを再ロ
   ードする。 １１、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り、以下のステップからなる： 前記制御装置に接続する処理装置から、アクセス方法の
   指示を含むデータのアクセス要求を入力し； 前記アクセス方法がシーケンシャルアクセスであること
   を認識し； 前記シーケンシャルアクセスの認識結果に基いて、前記
   制御装置に接続する記憶装置から前記データ及び該デー
   タに引き続くデータをロードし； ロードした、前記データ及び該データに引き続く前記デ
   ータを前記キャッシュメモリに格納する。 １２、請求項１１記載のデータローディング方法であり
   、さらに以下のステップからなる： 前記アクセス方法がシーケンシャルアクセスではないと
   認識し； 前記シーケンシャルアクセスでないという認識結果に応
   じたデータのローディング方法に基いて、前記記憶装置
   からデータをロードする。 １３、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り、以下のステップからなる： 前記制御装置に接続する処理装置からのデータのアクセ
   ス要求を入力し； 前記制御装置に接続する記憶装置に格納される前記デー
   タより前の格納位置に格納されているデータが実質的に
   連続的にアクセスされたことがあることを認識し； 前記認識の結果に基いて、前記アクセス要求されたデー
   タ及び該データに引き続くデータを前記記憶装置からロ
   ードし； ロードした前記アクセス要求されたデータ及び該データ
   に引き続くデータを前記キャッシュメモリに格納する。 １４、キャッシュメモリ； データのアクセス要求を入力する第１の入力手段； 前記第１の入力手段により入力した前記データのアクセ
   ス要求に応答して、前記キャッシュメモリを検索する検
   索手段； 前記検索手段により前記アクセス要求に応じたデータを
   検索できない場合、前記制御装置に接続する記憶装置か
   ら前記アクセス要求に応じたデータ及び該データと関連
   するデータを入力する第２の入力手段；および 前記第２の入力手段により入力された前記アクセス要求
   に応じたデータ及び該データと関連するデータを前記キ
   ャッシュメモリに格納する格納手段からなる制御装置。 １５、前記キャッシュメモリは予め定めたサイズの記憶
   領域の管理単位に分割され；前記第２の入力手段は、前
   記関連するデータとして、前記アクセス要求に応じたデ
   ータと同一の前記キャッシュメモリの管理単位に格納さ
   れるべきデータを入力する請求項１４記載の制御装置。 １６、キャッシュメモリ； データのアクセス要求を入力する第１の入力手段； 前記第１の入力手段で入力した前記アクセス要求がシー
   ケンシャルアクセス要求であることを認識する認識手段
   ； 前記認識手段の認識結果に基いて、前記アクセス要求に
   対応するデータ及び該データに引続くデータを、前記制
   御装置に接続される記憶装置から入力する第２の入力手
   段；および 前記第２の入力手段で入力した前記アクセス要求に対応
   するデータ及び該データに引き続くデータを、前記キャ
   ッシュメモリに格納する格納手段とからなる制御装置。 １７、所定のサイズの記憶領域を管理単位とするキャッ
   シュメモリを制御する方法であり、以下のステップから
   なる： 前記キャッシュメモリのある管理単位に格納されている
   データに対するアクセスパターンを認識し； 前記アクセスパターンを参照して、前記データを前記キ
   ャッシュメモリに再記憶する。