JPH02267646A - ディスクキャッシュ装置 - 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、ディスク装置に記憶されたデータを転記する
ディスクキャッシュ装置に関する。

（従来の技術） ディスクキャッシュ装置は、ホスト計算機のディスク装
置に対するアクセス時間を短縮するため、ホスト計算機
とディスク装置との間に設けられるものである。

第２図は、従来のディスクキャッシュ装置の概略構成を
示すブロック図である。

ディスクキャッシュ装置１０は、ホスト計算機１１とデ
ィスク装置１２との間に設けられたディスク制御装置１
３に接続されている。このディスクキャッシュ装置１０
は、キャッシュメモリ１と、このキャッシュメモリ１を
制御するディスクキャッシュ制御装置１４とから成る。

キャッシュメモリ１は、ディスク装置１２に格納されて
いるデータの一部の写しを記憶している。その記憶単位
は、ディスク装置１２のブロック、即ち、−括してアク
セスされる単位量のデータである。

ホスト計算機１１からディスクアドレスを含むリード命
令が与えられると、ディスクキャッシュ制御装置１４は
、該当ディスクアドレスを含むブロックの写しがキャッ
シュメモリ１内に存在するか否かを検索する。

存在している場合（以下、「ヒツト」という）、ディス
クキャッシュ制御装置１４は、該データをキャッシュメ
モリ１から読出し、ホスト計算機１１へ送る。

存在していない場合（以下、「ミスヒツト」という）、
ディスクキャッシュ制御装置１４は、ディスク制御装置
１３にその旨を伝える。これにより、ディスク制御装置
１３は、該当ディスクアドレスを含むブロックのデータ
をディスク装置１２より読出し、ディスクキャッシュ装
置１０へ送るとともに、当該ブロックの中からホスト計
算機１１から要求のあったデータを取出してホスト計算
機１１へ送る。そして、ディスクキャッシュ装置ｌＯは
、送られてきたデータをキャッシュメモリ１内の１つの
ブロックに割当て格納する。

従来のディスクキャッシュ制御装置１４では、上述の動
作を実行するに当たり、ディスク装置１２上のどこのブ
ロックのデータの写しがキャッシュメモリ１上に存在し
、それはキャッシュメモリ１のどこのアドレスに格納さ
れているかを管理するため、第３図に示すようなキャッ
シュメモリ１の管理テーブル２を設けている。

第３図は、従来のディスクキャッシュ装置の構成を示す
ブロック図である。

第３図において、ディスク装置１２は、前述したように
、ある大きさのブロックに分割して管理されている。キ
ャッシュメモリ１は、ディスク装置１２内のブロックと
同じ大きさに分割され、メモリアドレスＡ。′〜Ａｏ′
でアドレシングされている。

管理テーブル２は、キャッシュメモリ１の各ブロック毎
に対応して、それぞれＶビットとブロックアドレスとを
格納している。■ビットは、キャッシュメモリ１内にデ
ィスク装置１２上のデータの写しが存在しているか否か
を示すフラグ（存在している場合“ｌ”、そうでない場
合“０”）である。また、ブロックアドレスは、ディス
ク装置１２上のデータの写しがキャッシュメモリ１内に
存在している場合に、該当ブロックのディスク装置１２
上でのディスクアドレスの上位部分（第３図に示すディ
スクアドレス斜線部）を取出して格納したものである。

今、ホスト計算機１１より、あるブロック内のデータを
読出す要求があったとすると、ディスクキャッシュ制御
装置１４は、該当ブロックがキャッシュメモリ１上に存
在しているか否かを判定するために管理テーブル２の検
索を開始する。

この検索は、テーブルアドレスカウンタ７を順次更新す
ることによって行なわれる。

第３図において、まず、管理テーブル２の先頭のテーブ
ルアドレスＡＯを検索し、そのｖビットが“１”か否か
を比較手段４′によって判定する。“０”の場合は、デ
ィスクアドレスが無効であるので、テーブルアドレスカ
ウンタ＋１信号をテーブルアドレスカウンタ７に出力し
、これによりテーブルアドレスカウンタ７は次のテーブ
ルアドレスＡ１に進む。“１”の場合は、ディスクアド
レスがホスト計算機１１から要求され、ディスクアドレ
スレジスタ６に格納された検索対象ディスクアドレスに
一致しているか否かを判定する。

一致していれば、検索対象ディスクアドレスに該当する
データがキャッシュメモリ上にヒツトしていることにな
るので、アンド回路８を介してカウンタ更新ストップ信
号をテーブルアドレスカウンタフに出力する。これによ
り、テーブルアドレスカウンタ７が停止され、管理テー
ブルの検索が完了される。一方、前記両ディスクアドレ
スが一致していなければ、テーブルアドレスカウンタ信
号＋１が出力され、テーブルアドレスカウンタ７は次の
テーブルアドレスＡ１に進む。以下、順次同様な手順を
繰返し、ヒツト・ミスヒツトを検出していた。

（発明が解決しようとする課題） しかしながら、以上のようなディスクキャッシュ装置に
おいては、管理テーブル２の先頭のテーブルアドレス八
〇から順次検索を行なっていくため、検索時間が長くな
るという問題があった。特に、ミスヒツトの場合は、管
理テーブル２の大きさ分の回数ｎ＋１の検索を行なった
後、ディスク制御装置１３によってディスク装置１２か
らデータを読み込まなければならなかった。

従って、ディスク装置のアクセス時間が長くなるという
問題があった。

本発明は以上の点に着目してなされたもので、ヒツトま
たはミスヒツトの判定に費やされる時間を減少させ、効
率的な検索を可能としたディスクキャッシュ装置を提供
することを目的とするものである。

（課題を解決するための手段） 本発明のディスクキャッシュ装置は、ディスク装置に格
納されたデータを多数のブロックに分割し、当該ブロッ
クごとにデータを転記するキャッシュメモリと、当該キ
ャッシュメモリ上の各ブロックごとのデータに対応させ
てそのディスクアドレスを格納する管理テーブルと、当
該管理テーブルに格納され、そのテーブルアドレスが連
続する２以上のディスクアドレスについて、各ディスク
アドレスの大小関係を表わすディスクアドレス情報を格
納するディスクアドレス情報格納手段と、検索対象のデ
ィスクアドレスに対応する前記データを読出すために、
前記管理テーブルを前記テーブルアドレス順に検索する
際、検索対象のディスクアドレスと検索中のテーブルア
ドレスに格納されたディスクアドレスの大小関係を求め
る比較手段と、当該比較手段による比較結果と前記ディ
スクアドレス情報とにより、少なくとも次のテーブルア
ドレスに格納されたディスクアドレスと前記検索対象の
ディスクアドレスの大小関係を判断し、前記少なくとも
次のテーブルアドレスをスキップしてテーブルアドレス
を更新するテーブルアドレス制御手段とを備えたことを
特徴とするものである。

（作用） 以上の装置においては、管理テーブルをテーブルアドレ
ス順に検索する際、検索対象のディスクアドレスと検索
中のディスクアドレスとが一致するか否かだけでなく、
検索対象のディスクアドレスと検索中のディスクアドレ
スとの大小関係が判断される。ディスクアドレス情報格
納手段には、管理テーブルの検索中のテーブルアドレス
に格納されたディスクアドレスに対応して、次以降のテ
ーブルアドレスに格納されたディスクアドレスが検索中
の当該ディスクアドレスより大きいか小さいかを表わす
ディスクアドレス情報が格納されている。このディスク
アドレス情報により、検索対象のディスクアドレスと検
索中のディスクアドレスと次以降のディスクアドレスと
の大小関係が大きい順になっているとき、及び小さい順
になっているときは、次以降のディスクアドレスは検索
対象のディスクアドレスと一致し得ないと判断できる。

この場合、次以降の所定数のディスクアドレスは、検索
されずにスキップされ、更にその次のディスクアドレス
が検索される。これにより、管理テーブルの検索時間が
短縮される。

（実施例） 第１図は、本発明のディスクキャッシュ装置の実施例を
示す構成図である。

第１図の装置は、キャッシュメモリ１と、管理テーブル
２と、ディスクアドレス情報格納手段３と、比較手段４
と、テーブルアドレス制御手段５等から成る。

キャッシュメモリ１は、従来のものと同様で、ランダム
・アクセス・メモリ等から成る。このキャッシュメモリ
１には、ディスク装置１２に格納されたデータが多数の
ブロックに分割され、当該ブロックごとに転記される。

管理テーブル２も、従来のものと同様で、ランダム・ア
クセス・メモリ等から成る。この管理テーブル２には、
キャッシュメモリ１上の各ブロックごとのデータに対応
させてそのディスクアドレスが格納されるとともに、そ
のディスクアドレスが有効か無効かを示すｖビットが格
納される。

ディスクアドレス情報格納手段３は、次のようなディス
クアドレス情報Ｐを格納するためのものである。ディス
クアドレス情報Ｐは、テーブルアドレスが連続する２以
上のディスクアドレスについて、各ディスクアドレスの
大小関係を表わす情報である。図示の例のディスクアド
レス情報Ｐは、連続する２つのディスクアドレスの大小
関係を表わす。即ち、図示のディスクアドレス情報Ｐは
、１ビツトの情報から成り、値が“１”のとき、次のテ
ーブルアドレスのディスクアドレスが大きいことを表わ
し、値が“Ｏ”のとき、次のテーブルアドレスのディス
クアドレスが小さいことを表わす。これらの値は、■ビ
ットの値が“１”か“０”かにかかわらず、設定される
。このディスクアドレス情報Ｐを格納するディスクアド
レス情報格納手段３は、管理テーブル２のテーブルアド
レス八〇〜Ａ、、に対応させて設けられている。

比較手段４は、コンパレータから成り、ディスクアドレ
スレジスタ６に格納された検索対象ディスクアドレスと
、管理テーブル２内のテーブルアドレスカウンタ７によ
り指定されるテーブルアドレスのディスクアドレスとを
比較する。比較手段４は、双方のディスクアドレスが一
致したとき、信号Ａ＝Ｂをハイレベルにする。信号Ａ＝
ＢがハイレベルでＶビットが１であれば、アンド回路８
の出力がハイレベルとなり、テーブルアドレスカウンタ
の更新がストップされる。このとき、テーブルアドレス
カウンタ７が示しているテーブルアドレスに対応するデ
ータがキャッシュメモリｌから読出される。このように
して、検索対象のディスクアドレスに対応するデータが
読出される。

また、比較手段４は、ディスクアドレスレジスタ６に格
納された検索対象ディスクアドレスと、管理テーブル２
内のテーブルアドレスカランタフにより指定されるテー
ブルアドレスのディスクアドレスとの大小関係を判断し
、その判断結果に応じて信号Ａ＞Ｂまたは信号Ａ＜Ｂを
パイレベルにする。これらの信号Ａ＞Ｂまたは信号Ａ＜
Ｂは、テーブルアドレス制御手段５に入力される。

テーブルアドレス制御手段５は、比較手段４による比較
結果とディスクアドレス情報Ｐとにより、テーブルアド
レスカランタフのテーブルアドレスの更新を制御するた
めのものである。テーブルアドレス制御手段５は、まず
、少なくとも次のテーブルアドレスに格納されたディス
クアドレスと前記検索対象ディスクアドレスの大小関係
を判断する。図示の例では、次のテーブルアドレスに格
納されたディスクアドレスと前記検索対象ディスクアド
レスの大小関係のみを判断する。即ち、今回のテーブル
アドレスに格納されたディスクアドレスが検索対象ディ
スクアドレスより大きく、且つディスクアドレス情報Ｐ
が“ｌ”の場合は、次のテーブルアドレスに格納された
ディスクアドレスは検索対象ディスクアドレスより大き
い。また、今回のテーブルアドレスに格納されたディス
クアドレスが検索対象ディスクアドレスより小さく、且
つディスクアドレス情報Ｐが“Ｏ”の場合は、次のテー
ブルアドレスに格納されたディスクアドレスは検索対象
ディスクアドレスより小さい。従って、これらの場合に
は、次のテーブルアドレスに格納されたディスクアドレ
スは検索対象ディスクアドレスと一致し得ないので、テ
ーブルアドレスカランタフの更新を２にし、次のテーブ
ルアドレスをスキップする。これにより、次のテーブル
アドレスに格納されたディスクアドレスについては、比
較手段４により全ビットが比較されることがない。従っ
て、管理テーブル２の検索時間が短縮される。

一方、今回のテーブルアドレスに格納されたディスクア
ドレスが検索対象ディスクアドレスより大きく、且つデ
ィスクアドレス情報Ｐが０”の場合は、次のテーブルア
ドレスに格納されたディスクアドレスと検索対象ディス
クアドレスとの大小関係は不明である。また、今回のテ
ーブルアドレスに格納されたディスクアドレスが検索対
象ディスクアドレスより小さく、且つディスクアドレス
情報Ｐが“１“の場合も、次のテーブルアドレスに格納
されたディスクアドレスと検索対象ディスクアドレスと
の大小関係は不明である。

従って、これらの場合には、テーブルアドレスカウンタ
７を通常とおり１だけ更新する。

次に、上述のように構成した装置の動作を説明する。

第４図は、第１図の管理テーブルの検索手順の説明図で
ある。

図示の管理テーブル２には、テーブルアドレスＡ　ｏ　
””　Ａ　ｅに、ディスクアドレス３００．５００．１
００゜５０、１０．６００．２００がそれぞれ格納され
ている。従って、ディスクアドレス情報Ｐは、テーブル
アドレスＡ。−Ａ５に対し、それぞれ１．Ｏ，Ｏ，Ｏ。

１．０となる。尚、テーブルアドレスＡ２のディスクア
ドレスは、無効であり、■ビットがＯになっている。

管理テーブル２の検索は、必ずテーブルアドレス八〇か
ら行なわれる。管理テーブル２を検索する際の動作パタ
ーンは、以下の５種のパターン■〜■がある。Ａ＝テー
ブルアドレスカウンタの示すテーブルアドレスに格納さ
れたディスクアドレス、Ｂ＝検索対象ディスクアドレス
とする。

■　Ａ＝Ｂ　　且つ　ｖ＝ｉ　　ならば、ヒツトであり
、検索完了である。

■　Ａ＞Ｂ　　且つ　ｐ＝ｏ　　ならば、テーブルアド
レスを１更新する。

■　Ａ＞Ｂ　　且つ　Ｐ＝１　　ならば、テーブルアド
レスを２更新する。

■　Ａ＜Ｂ　　且つ　Ｐ＝Ｏならば、テーブルアドレス
を２更新する。

■　Ａ＜Ｂ　　且つ　Ｐ＝１　　ならば、テーブルアド
レスを１更新する。

今、ホスト計算機１１より、ディスクアドレス２００Ｘ
　（Ｘはブロック内アドレス）のデータの読取りが指定
されたとする。まず、テーブルアドレスＡ。では、パタ
ーン■で動作し、テーブルアドレスＡ＋をスキップして
テーブルアドレスＡ２に進む。次に、テーブルアドレス
Ａ２では、パターン■で動作し、テーブルアドレスＡ５
をスキップしてテーブルアドレスＡ４に進む。次に、テ
ーブルアドレスＡ４では、パターン■で動作し、テーブ
ルアドレスＡＳに進む。次に、テーブルアドレスＡ５で
は、パターン■で動作し、テーブルアドレスＡａに進む
。そして、テーブルアドレスＡ。

では、検索対象ディスクアドレス２００がヒツトしてい
ることが検出され、検索が完了される。

検索対象ディスクアドレスがミスヒツトとした場合には
、テーブルアドレスＡｎまでの検索が行なわれ、第１図
のテーブルアドレスカウンタ７からオーバフロー信号が
出力される。

本発明のディスクキャッシュ装置は、以上の実施例に限
定されない。

即ち、上述した実施例においては、ディスクアドレス情
報Ｐを１ビツトとし、隣り合うディスクアドレスの大小
関係のみを表わすものとしたが、本発明はこれに限るも
のでなく、ディスクアドレス情報を複数ビットにし、連
続する３つ以上の複数のディスクアドレスの大小関係を
表わすようにしても差し支え無い。この場合は、ディス
クアドレスの検索時のスキップが１つのみでなく、２つ
以上行なわれる場合も生じる。これにより、管理テーブ
ルの検索時間を更に短縮することができる。

（発明の効果） 以上の構成の本発明のディスクキャッシュ装置は、ディ
スクアドレス情報によって次以降のディスクアドレスも
同時に検索しつるようにしたので、キャッシュメモリの
管理テーブルの検索時間を短縮することができる。従っ
て、キャッシュメモリにおけるデータのヒツト・ミスヒ
ツトの判定時間を短縮でき、もって、ディスク装置のア
クセス時間の大幅な短縮を図ることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のディスクキャッシュ装置の構成を示す
ブロック図、第２図は従来のディスクキャッシュ装置の
概略構成を示すブロック図、第３図は従来のディスクキ
ャッシュ装置の構成を示すブロック図、第４図は第１図
の管理テーブルの検索手順の説明図である。 １・・・キャッシュメモリ、２・・・管理テーブル、３
・・・ディスクアドレス情報格納手段、４・・・比較手
段、５・・・アドレス制御手段、６・・・ディスクアド
レスレジスタ、 ７・・・テーブルアドレスカウンタ、 ８・・・アンド回路。 従来のディス・ノキャウシュ装置の概略構成第　　２　
　図 管理テーブルの検索手順 第　　４　　図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ディスク装置に格納されたデータを多数のブロックに分
   割し、当該ブロックごとにデータを転記するキャッシュ
   メモリと、 当該キャッシュメモリ上の各ブロックごとのデータに対
   応させてそのディスクアドレスを格納する管理テーブル
   と、 当該管理テーブルに格納され、そのテーブルアドレスが
   連続する２以上のディスクアドレスについて、各ディス
   クアドレスの大小関係を表わすディスクアドレス情報を
   格納するディスクアドレス情報格納手段と、 検索対象のディスクアドレスに対応する前記データを読
   出すために、前記管理テーブルを前記テーブルアドレス
   順に検索する際、検索対象のディスクアドレスと検索中
   のテーブルアドレスに格納されたディスクアドレスの大
   小関係を求める比較手段と、 当該比較手段による比較結果と前記ディスクアドレス情
   報とにより、少なくとも次のテーブルアドレスに格納さ
   れたディスクアドレスと前記検索対象のディスクアドレ
   スの大小関係を判断し、前記少なくとも次のテーブルア
   ドレスをスキップしてテーブルアドレスを更新するテー
   ブルアドレス制御手段とを備えたことを特徴とするディ
   スクキャッシュ装置。