JPH0264727A - ディスクキャッシュの不良交代トラック処理方式 - 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】 ［Ｉｌ！を要］ 不良交代トラックのキャッシュデータをアクセスするデ
ィスクキャッシュの不良交代トラック処理方式に関し、 不良交代トラックであっても正常トラックと同等なアク
セス処理速度を得ることを目的とし、上位装置がアクセ
スしたトラックアドレスがエントリテーブル（未登録で
且つディスク装置で不良トラックと判定された時、エン
トリテーブルには不良トラックのアドレスを登録し、一
方、キャッシュメモリの対応する領域には、不良トラッ
クのヘッド部ＨＡ及び交代トラックのレコード部以降の
データ、更に不良交代フラグと不良トラックのＣＣｌ−
Ｉ　Ｈをもつコントロール部を格納し、その後の不良ト
ラックのアクセスに対しては１回の内部アクセスで交代
トラックのデータを直接転送するように構成する。

［産業上の利用分野］ 本発明は、不良交代トラックのキャッシュデータをアク
セスするディスクキャッシュの不良交代トラック処理方
式に関する。

一般に、磁気ディスク、光ディスク等にあっては、庇が
全くないものは希であり、ある許容範囲で庇の存在が許
容されている。

そのためディスク装置をアクセスした際に不良トラック
と判定された場合には、予め準備された交代トラックを
使用するようにしている。

一方、ディスクキャッシュ機構を有するシステムにおい
て、上位装置によるディスク装置のアクセスで不良トラ
ックと判定された場合には、ディスクキャッシュ機構内
に不良トラックであることを示す情報と、不良トラック
に対する代替トラックに関する情報を格納し、その後の
上位装置のアクセスに対し不良トラック及び代替トラッ
クを示す情報に基づいて対応するキャッシュデータを転
送するようにしている。

このため、不良交代トラックに関しては通常のキャッシ
ュアクセスに比べ検索パラメータが多くなることから、
不良代替トラックに対するキャッシュアクセスを簡単且
つ高速に行なうことが望まれる。

［従来の技術］ 従来、ディスク装置にあっては、庇のある不良トラック
を代替する不良交代処理が行なわれている。

この庇があるトラックを不良トラックといい、第７図に
示すように、不良トラックにはヘッド部（ＨＡ）及び先
頭レコード部（ＲＯ）のみが格納されている。

即ち、不良トラックのヘッド部（＋−（Ａ　＞には、こ
のトラックが不良であることを示すフラグがセットされ
ており、またカウント部（ＲＯ＞には代替えトラックの
アドレスが書込まれている。

従って、不良トラックのレコード部（ＲＯ＞に書かれて
いるアドレスを用いて代替えトラックにヘッド位置付け
を行ない、不良トラックに代わる処理を行なう。

この代替えトラックを交代トラックといい、第８図に示
すように、交代トラックには、通常、ヘッド部（＋−Ｉ
　Ａ　＞及びレコード部（ＲＯ）〜（Ｒｎ）が格納され
ている。

即ち、交代トラックのヘッド部（ＨＡ）には、このトラ
ックが不良交代トラックであることを示すフラグがセッ
トされ、またレコード部（ＲＯ）以降のカウント部には
、不良トラックのアドレスが書かれている。

一方、従来のディスクキャッシュ機構にあっては、ディ
スクのトラックをあるがままにキャッシュメモリに展開
している。

従って、ディスク装置で不良交代処理が行なわれた場合
には、不良トラックを１つのトラックと見做してキャッ
シュメモリに展開し、また交代トラックも１つのトラッ
クと見做してキャッシュメモリに展開している。

ここで従来のディスクキャッシュ機構におけるキャッシ
ュメモリのアクセス制御を説明すると次のようになる。

上位装置からアクセスを受けると、目的のトラックアド
レスをキャッシュ・ディレクトリ・テーブル（エントリ
テーブル）から索引することにより、目的トラックの状
態及びキャッシュメモリに対するアドレスポインタが得
られ、目的トラックの状態からキャッシュメモリに目的
トラックが格納されているか否かが分かる。

キャッシュメモリに目的トラックが格納されている場合
（ヒツト時）には、与えられたアドレスポインタに基づ
きキャッシュメモリの一部をトラックイメージでアクセ
スしてキャッシュデータを上位装置に転送することがで
きる。

また、キャッシュメモリに目的トラックが格納されてい
ない場合（ミス時）には、与えられたアドレスポインタ
に基づきキャッシュメモリのどこが使用可能であるかを
知ることができる。

一方、ディスク装置のアクセスで不良トラックに出くわ
した場合のディスクキャッシュ機構に対するステージン
グは次のようにして行なっている。

通常、不良トラックに出くわした時、不良トラックのみ
のアクセスで終了することはなく、交代トラックをアク
セスするようになる。

従って、不良トラックに出くわした場合には、まず不良
トラックのアドレスでキャッシュ・ディレクトリ・テー
ブルの索引を行なってアドレスポインタを生成し、不良
トラックの処理を終了した後、不良トラックのアドレス
をキャッシュ・ディレクトリ・テーブルに登録する。

続いて、不良トラックの先頭レコード部（ＲＯ）に書か
れている交代トラックのアドレスでキャッシュ・ディレ
クトリ・テーブルの索引を行なってアドレスポインタを
生成し、交代トラック処理を行なった後に交代トラック
のアドレスでキャッシュ・ディレクトリ・テーブルに登
録している。

一方、このような不良トラックに対するステージングが
終了した後に、上位装置からのアクセスを受けて不良ト
ラックに出くわした場合には、まず不良トラックのアド
レスによるキャッシュ・ディレクトリ・テーブルの索引
に基づいてキャッシュメモリから不良トラックの先頭レ
コード部（ＲＯ）をリードし、レコード部（ＲＯ）のカ
ウント部に書かれている交代トラックのアドレスにより
再度、キャッシュ・ディレクトリ・テーブルを索引して
キャッシュメモリから交代トラックの格納データを読出
すことになる。

［発明が解決しようとする課題］ しかしながら、このような従来のディスクキャッシュに
おける不良交代トラック処理方式にあっては、論理的に
はコトラックである不良交代トラックの処理において、
ディスクキャッシュ機構は２トラツク分のキャッシュ内
部処理を行なっていたため、不良交代処理の動作が正常
トラックに比較して遅くなる問題があった。

本発明は、このような従来の問題点に鑑みてなされたも
ので、不良交代トラックであっても正常トラックと同等
なキャッシュアクセスの処理速度が得られるディスクキ
ャッシュの不良交代トラック処理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図において、ディスク装置１０を上位装置１２がア
クセスする経路にディスクキャッシュ機構１４を設けた
システムについて、本発明の不良交代トラック処理方式
にあっては、上位装置１２がアクセスしたトラックアド
レスがエントリテーブル１６に登録されておらず、且つ
ディスク装置１０のアクセストラックが不良トラック１
８と判定された時、エントリテーブル１６には不良トラ
ック１８のトラックアドレスを登録し、同時にキャッシ
ュメモリ２０の対応する領域には、不良トラック１８の
ヘッド部（ＨＡ　）及び交代トラック２２のレコード部
（ＲＯ）以降のデータを格納し、更にキャッシュメモリ
２０に対する格納データのコントロール部２４にトラッ
ク状態を示す不良交代フラグを設けると共に不良トラッ
ク１８のレコード部（ＲＯ）に書かれているシリンダヘ
ッド値（ＣＣＨＨ）を格納し、その後に上位装置が不良
トラック１８をアクセスした際には、１回の内部アクセ
スでキャッシュメモリ２０から交代トラック２２のデー
、夕を直接伝送するように構成する。

［作用］ このような構成を備えた本発明によるディスクキャッシ
ュの不良交代トラック処理方式にあっては、不良トラッ
クに出くわした場合には、そもそも上位装置がアクセス
しようとするトラックは、不良トラック及び交替トラッ
クの２トラツクではなく、論理的には両者を合わせた１
トラツクであることから、不良交代トラックを１トラツ
クとして処理するために、ヘッド部（ＨＡ）に対するコ
マンド処理は不良トラックに存在するヘッド部（ＨＡ）
の情報で行ない、一方、ＲＯ以降のキャッシュデータ処
理は交代トラックに存在するレコード部（ＲＯ−Ｒｎ　
）に対して行なう。

即ち、不良トラックに出くわした時のステージング処理
においては、不良トラックのアドレスでキャッシュメモ
リ・アドスを生成し、不良トラックのヘッド部（ＨＡ）
　、交代トラックのレコード部（ＲＯ）以降のデータ及
びコントロール部で成るトラック・イメージ・データを
作成してキャッシュメモリに格納し、且つ不良トラック
のアドレスでエントリテーブルに登録する。

その結果、この不良交代トラックのアクセスが行なわれ
たときには、不良トラックのアドレスのみによってディ
スクキャッシュ機構における不良交代トラックのアクセ
スができ、従来の２トラック分のキャッシュ・アクセス
を必要していた場合のオーバーヘッドを解消して処理の
高速化を図ることができる。

［実施例］ 第２図は本発明の一実施例を示した実施例構成図である
。

第２図において、１４はキャッシュ制御機構であり、上
位装置としての中央処理装置１２ａとの間でコマンド受
領、データ転送を行なうチャネル・コントロール部２６
、外部記憶媒体としての磁気ディスク装置１０ａに対す
るアクセス制御を行なうデバイス・コントロール部２８
、エントリテーブルとしてのキャッシュ・ディレクトリ
・テーブル１６ａを備えたキャッシュ・コントロール部
３０、及びキャッシュメモリ２０に対しリードアマセス
及びライトアクセスを行なうキャッシュメモリ・ポート
部３２を備える。

これらチャネル・コントロール部２０１デバイス・コン
トロール部２８、キψツシュ・コン１〜ロール部３０及
びキャッシュメモリ・ポー１〜部３２は内部バス３４に
より相互に接続されている。

ここでチャネル・コントロール部２６は、マイクロプロ
セッサ（ＭＰｔＪ）３６、コントロールストレージ（Ｃ
３）３Ｂ、中央処理装置１２ａに対する共通バス３４を
接続したチャネル・インタフェース部４０、内部バス３
４に対するバス・インタフェース部４２を備える。また
デバイス・コントロール部２８は、マイクロプロセッサ
（ＭＰＵ）４４、コントロールストレージ（Ｃ３）４６
、内部バス３４に対するバス・インタフェース部４８、
磁気ディスク装置１０ａに対するデバイス・インタフェ
ース部５０を備える。更に、キャッシュ・コントロール
部３０は、キャッシュ・ディレクトリ・テーブル１６ａ
の索引・検索等の制御処理を行なうマイクロプロセッサ
（ＭＰＵ）５２、コントロールストレージ（Ｃ９）５４
、内部バス３４に対するバス・インタフェース部５６を
備える。

更にまた、キャッシュメモリ・ポート部３２は、キャッ
シュメモリ２０に対するリードアクセス系としてバス・
インタフェース部５８、メモリアクセス・コントローラ
６０を有し、またキャッシュメモリ２０に対するライト
アクセス系としてメモリアクセスコントローラ６２とバ
スインタフェース６４を備える。

この第２図に示した本発明の実施例にあっては、中央処
理装置１２ａがアクセスしたトラックアドレスがキャッ
シュ・ディレクトリ・テーブル１６ａに未登録で磁気デ
ィスク装置１０ａで不良トラックであると判定されたと
き、キャッシュメモリ２０に対しては第３図（Ｃ）に示
すトラック・イメージ・データの形式で不良交代トラッ
クデータを格納し、且つキャッシュ・コントロール部３
０に存在するキャッシュ・ディレクトリ・テーブル１６
ａに対し不良トラックのアドレスを登録するステージン
グ動作を行なうようになる。

即ち、磁気ディスク装置の不良トラック１８は、第３図
（ａ）に示すようにトラック不良を示すフラグがセット
されたヘッド部（ＨＡ）及び交代トラックアドレスが出
かれた先頭レコード部（ＲＯ）のみが格納されている。

また、不良トラック１８に対する交代トラック２２につ
いては第３図（ｂ）に示すように、交代トラックである
ことを示すフラグがセットされたヘッド部（ＨＡ）及び
レコード部（ＲＯ）〜（Ｒｎ＞が格納されており、レコ
−ド部（ＲＯ）以降のカウント部には不良トラックのア
ドレスが書かれている。

このような磁気ディスク装＠１０　ａの不良トラック１
８及び交代トラック２２に対し本発明にあっては、第３
図（Ｃ）に示すコントロール部２４、不良トラック１８
のヘッド部（ＨＡ）及び交代トラック２２のレコード部
（ＲＯ）以降のデータでなるトラック・イメージ・デー
タを作成してキャッシュメモリ２０に登録する。また、
トラック・イメージ・データのコントロール部２４には
、第３図（ｄ）に示すように、正常トラックか不良交代
トラックかを示すフラグを設（プると共に、不良交代ト
ラックの場合には同図（ａ）に示した不良トラック１８
の先頭レコード部（ＲＯ）のカウント部に出かれている
シリンダヘッドの値（ＣＣ）（ト１）が出き込まれる。

勿論、キャッシュ・ディレクトリ・テーブル１６ａに対
しては、不良トラック１８のヘッド部（＋−ＩＡ）、即
ち不良トラックのトラックアドレスが登録される。

次に、磁気ディスク装置１０ａの内容をキャッシュメモ
リ２０に登録するステージング動作を第４図のステージ
ング動作フロー図を参照して説明する。

第４図において、キャッシュ制御機構１４のチャネル・
コントロール部２０が中央処理装置１２ａからリードコ
マンドを受は取ると、目的のトラックがキャッシュメモ
リ２０に格納されているか否かをキャッシュ・コントロ
ール部３０に問い合わせる。即ち、中央処理装置１２ａ
からリードコマンド、即ちシークコマンドを受は取ると
ステップＳ１でシークコマンドのデータより目的トラッ
クのアドレスを作成し、ステップＳ２でキャッシュ・デ
ィレクトリ・テーブル１６ａを索引する。

ステージング動作時にあっては、キャッシュ・ディレク
トリ・テーブル１６ａには目的トラックが未登録である
ことから、ステップＳ３でキャッシュ状態がミスである
ことが判別され、その結果、チャネル・コントロール部
２０はデバイス・コントロール部２Ｂに対しステージン
グ要求を行なう。

このチャネル・コントロール部２０からのステージング
要求を受けてデバイス・コントロール部２８は、ステッ
プＳ４でシークデータを用いてデバイス、即ち磁気ディ
スク装置１０ａのヘッドを目的トラックに位置付ける。

続いて、ステップＳ５でキャッシュメモリ２０に対し１
トラック容量分の格納領域を確保し、ステップＳ６でチ
ャネル・コントロール部２０よりコマンドを受は取り、
ステップ＄７で目的トラックのヘッド部（ＨＡ）を読み
取り、読取データをキャッシュメモリ２０にステージン
グする。

次に、ステップＳ８でヘッド部（１−ＩＡ＞から目的ト
ラックが不良トラックか否か判別し、正常トラックであ
ればステップＳ９に進んでヘッド部（ＨＡ）に続くレコ
ード部（Ｒｍ）（ｍ＝ｏ　〜ｍ＞フィールドを読み取り
、読取データをチャネル・コントロール部２０を介して
中央処理装置１２ａに転送すると同時にキャッシュメモ
リ２０に書き込む。

続いて、ステップＳ１０でコマンド・チエインの有無を
チエツクし、コマンド・チエインが無ければステップＳ
１１でチャネル・コントロール部２０により次のコマン
ドを受は取る。一方、ステップ８１０でコマンド・チエ
インがあることが判別されるとステップ３１３に進み、
次のＲｎフィールド（ｎ＝ｍ＋１〜ｎ）を読み取って読
取データをキャッシュメモリ２０にステージングし、ス
テップ３１４で最終レコードが判別されるまでこれを繰
り返す。ステップ３１４で最終レコードであることが判
別されると、ステップ５１５でそのときのトラックが不
良交代トラックか否かチエツクされ、通常トラックにあ
ってはステップ３１６の処理を行なわずにステップＳ１
７に進み、目的トラックアドレスをキャッシュ・ディレ
クトリ・テーブル１６ａに登録して正常トラックに対す
るステージング動作を終了する。

一方、ステップＳ８でヘッド部（ＨＡ）から不良トラッ
クであることが判別された場合には、ステップ３１８に
進んでチャネル・コントロール部２０に対しコマンド・
１月〜ライを報告する。続いてステップ８１９で不良ト
ラックのヘッド部（ＨＡ）に続くレコード部（ＲＯ）の
カウント部を読込み、ＲＯカウント部のシリンダヘッド
値（ＣＣＨＨ）を用いてヘッドを交代トラックに位置付
【プる。

続いてステップＳ２０でチャネル・コントロール部２０
から再試行のコマンドを受１プ付け、ステップＳ２１で
交代トラックのヘッド部（ＨＡ）を読み取り、交代トラ
ックが不良トラックか否かをステップＳ８に戻って判定
する。交代トラックが不良トラックでなければステップ
Ｓ９に進み、交代！・ラックのヘッド部（１」Ａ＞に続
くレコード部Ｒｍフィールドを読み取り、読取データを
チャネル・コントロール部２０を介して中央処理装置１
２ａに転送すると同時にキャッシュメモリ２０に書き込
む。

続いてステップＳ１０で交代トラックのコマンド・チエ
インの有無をチエツクし、コマンド・チエインがあれば
ステップ３１１に進んでチャネル・コントロール部２０
よりコマンドを受は取り、一方、コマンド・チエインが
なければステップＳ１３に進んで次のレコード部Ｒｎフ
ィールドを読み取ってキャッシュメモリ２０にステージ
ングする。

ステップ５１４で最終レコードであることが判別される
とステップＳ１５に進み、目的トラックが不良交代トラ
ックであることが判別されてステップＳ１６においてコ
ントロール部に不良交代フラグをセットすると共に交代
トラックのシリンダヘッド値（ＣＣＨｔ−（＞として不
良トラックのレコード部（ＲＯ）のカウント部に書かれ
ているシリンダヘッド値（ＣＣＨＨ）を確保する。

続いて、ステップ３１２で目的トラックアドレス、即ち
不良トラックのトラックアドレスをキャッシュ・ディレ
クトリ・テーブル１６ａに登録して不良交代トラックに
対する一連のステージング動作を終了する。

この第４図に示すステージング動作により不良交代トラ
ックについては、第３図（Ｃ）に示すトラック・イメー
ジ・データの形式でキャッシュメモリ２０に不良交代ト
ラックが格納され、且つキャッシュ・ディレクトリ・テ
ーブル１６ａには不良トラックのトラックアドレスが登
録されることになる。

次に、第５図のライト動作フロー図を参照して第２図の
実施例におけるライト動作を説明する。

キャッシュ制御機構１４のチャネル・コン１−ロール部
２０が中央処理装置１２ａからライト・コマンドを受領
すると、チャネル・コントロール部２０はキャッシュ・
コントロール部３０のキャッシュ・ディレクトリ・テー
ブル１６ａの索引によるヒツト・リード動作と同時にキ
ャッシュメモリ・ポート３２を介してキャッシュメモリ
２０をアクセスすることによりサーチ動作を行なう。

このキャッシュ・ヒツト処理中に第５図ステップＳ１に
示すようにライト・コマンドがチエインすると、チャネ
ル・コントロール部２０はデバイス・コントロール部２
８に対しキャッシュ・ライト動作を要求し、このキャッ
シュ・ライト動作を受けてステップＳ２でチャネル・コ
ントロール部２２はチャネルにコマンド・リトライを報
告する。

続いてステップＳ３でキャッシュ・ライト動作の対照フ
ィールドがヘッド部（ト１△）又は先頭レコード部（Ｒ
Ｏ＞かそれ以外かを判別し、ヘッド（１−ＩＡ＞又は先
頭レコード部（ＲＯ）であればステップＳ１２に進み、
シーク・データで磁気ディスクＨ＠１０ａのヘッドを位
置付け、次のステップＳ１３で目的トラックアドレスを
用いてキャッシュメモリ２０及びキャッシュ・ディレク
トリ・テーブル１６ａから目的トラックを削除し、以下
キャッシュなしと同様の処理を行なう。

一方、ステップＳ３で対照フィールドがヘッド部（ＨＡ
）又は先頭レコード部（ＲＯ）以外のときにはステップ
Ｓ４に進み、キャッシュメモリ２０から読み取ったトラ
ックイメージデータのコントロール部の不良交代フラグ
がオンが否がチエツクする。交代不良フラグがオフであ
ればステップＳ６に進み、シークデータで磁気ディスク
装＠１０ａのヘッドを位置付ける。一方、不良交代フラ
グがオンであればステップＳ５に進み、第３図（ｄ）に
示すようにコントロール部に書かれているシリンダヘッ
ド値（ＣＣＨＨ）で磁気ディスク装置１０ａのヘッドを
位置付けるシーク動作を行なう。

続いてステップＳ７でチャネル・コントロール部２０が
最後にアクセスしたレコードのカウント部、即ち最後に
読み込んだレコードのカウント部にヘッドを位置付けた
セルナンバーを知り、デバイス・コントロール部２８内
で磁気ディスク装置１０ａからデータを読み込みながら
サーチ動作を行なう。このサーチ動作が一致したところ
でステップＳ８に示すようにデバイス・コントロール部
２８はチャネル・コントロール部２０からライトコマン
ドを受は取り、ステップＳ９でキャッシュメモリ２０及
び磁気ディスク装置１０ａに対しチャネル・コントロー
ル部３１を介して送られてくるデータを書き込む。

続いてステップ３１０でコマンド・チエインの有無をチ
エツクし、コマンド・チエインがあれば同様にしてステ
ップ８８．３９の処理を繰り返す。

ステップ３１０でコマンド・チエインがなければステッ
プ５１１に進み、目的トラックアドレスを用いてキせツ
シュ・ディレクトリ・テーブル３０の登録を行ない、一
連のライト動作を終了する。

更に第２図の実施例におけるリード動作にあっては、通
常トラック及び不良交代トラックのいずれについても、
中央処理装置１２ａからのリードコマンドをチャネル・
コントロール部２０で受けた際には、キャッシュ・コン
トロール部３０のキャッシュ・ディレクトリ・テーブル
１６ａの検索によりキャッシュ・ヒツトが得られると、
アドレスポインタを作成してキャッシュメモリ・ポート
部３２を介してキャッシュメモリ２０のリードアクセス
を行なって通常トラックデータ又は交代不良トラックデ
ータを１回の内部アクセスで中央処理装置１２ａに対し
直接転送することができる。

第６図はディスクキャッシュの不良交代処理におけるヒ
ツト動作を例にとって本発明と従来方式の不良交代処理
のフローチャートを対比して示した説明図である。

第６図において、まザ従来の不良交代処理にあっては、
ディスクキャッシュのヒツト動作により交代トラックの
データを得る毎に、 （１〉シークデータによるキャッシュ・ディレクトリ・
テーブルの索引； （２）キャッシュメモリからのＲＯカウント部のり一ド
； （３）ＲＯカウント部に書かれている交代トラックアド
レスによるキャッシュ・ディレクトリ・テーブルの索引
； となる処理が必要である。即ち、第６図に示す従来の不
良交代処理にあっては、ステップＳ１でシークデータに
より目的トラックアドレスを生成し、ステップＳ２でキ
ャツシトディレクトリ・テーブル１６ａを索引し、ステ
ップＳ３でキャツシュヒツトが判別されたならばステッ
プＳ４でチャネル・コントロール部２０よりコマンドを
受は取ってステップＳ５でヘッド部（ＨＡ＞をキャッシ
ュメモリ２０から読み取り、ステップＳ６で不良トラッ
クであることが判別されるとステップＳ７でＲＯカウン
トをキャッシュメモリ２０から読み取り、ステップＳ８
でＲＯカウントデータより目的トラックアドレス即ち交
代トラックアドレスを生成し、再びステップＳ２で不良
交代トラックに関するキャッシュ・ディレクトリ・テー
ブル１６ａの索引を行なってステップＳ３でヒツトが判
別されるとステップＳ４でチャネル・コントロール部２
０よりコマンドを受は取ってステップＳ５で交代トラッ
クのヘッド部（ＨＡ＞をキャッシュメモリ２０から読み
取り、ステップＳ６で不良トラックでないことが判別さ
れるとキャッシュメモリ２０に対する交代トラックのア
クセスを行なうようになる。

これに対し本発明による不良交代処理にあっては、シー
クデータによるキャッシュ・ディレクトリ・テーブル１
６ａに対する１回の索引のみでキャッシュメモリ２０の
交代トラックに対するアクセスを行なうことができる。

即ち、第６図に示す本発明による不良交代処理にあって
は、ステップＳ１でシークデータにより目的トラックア
ドレスを生成してステップＳ２でキャッシュ・ディレク
トリ・テーブル１６ａを索引し、ステップＳ３でヒラ１
〜が判定されるとステップＳ４でチャネルよりコマンド
を受Ｃプ取り、これによって従来の不良交代処理におけ
るステップＳ５．Ｓ６と同じ処理を経て直接キャッシュ
メモリ２０の交代トラックにアクセスすることができ、
不良交代処理についても正常トラックと同等なアクセス
速度を実現することができる。

［発明の効果コ 以上説明してきたように本発明によれば、ディスクキャ
ッシュにおける不良交代処理を正常トラックと同等に行
なうことができ、不良交代処理についても正常トラック
と同等のアクセス速度を得ることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理説明図： 第２図は本発明の実施例構成図： 第３図は本発明による不良交代トラックのキャッシュ格
納トラックデータ説明図二 第４図は本発明のステージング動作フロー図第５図は本
発明のライト動作フロー図：第６図は本発明と従来方式
の対比説明図；第７図は不良トラック説明図： 第８図は交代トラック説明図である。 図中、 １０：ディスク装置 １０ａ：磁気ディスク装置 １２：上位装置 １２ａ：中央処理装置 １４：キャッシュ制御機構 １６：エントリテーブル １６ａ：キャッシュ・ディレクトリ・テーブル１８：不
良トラック ２０：キャラ１シユメモリ ２２：交代トラック ２４：コントロール部 ２６：チャネル・コントロール部 ２８：デバイス・コントロール部 ３０：キャッシュ・コントロール部 ３２：キャッシュメモリ・ポート部 ト発ｅ１♂Ｅ　％＠　４？＋１溝八回 第２図 ↑ コシドローｌｉｔ節２ミ ドラック・イメーゾ・　ｒ−タ イ（り５０月に一う不良ダＡベトラックのキャッジｌ径
た円トラックデータΔえ日１４（ｆ７第３ 図 ４．肩、ヨ月、イと氷、あｔくぃグ扛乙ａＬｅｎｒ２第
６ 図

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. （１）ディスク装置（１０）を上位装置（１２）がアク
   セスする経路にキャッシュ機構（１４）を設けたシステ
   ムに於いて、 上位装置（１２）がアクセスしたトラックアドレスがエ
   ントリテーブル（１６）に登録されておらず、且つディ
   スク装置（１０）のアクセストラックが不良トラック（
   １８）であると判定された時、前記エントリテーブル（
   １６）には前記不良トラック（１８）のトラックアドレ
   スを登録し、同時にキャッシュメモリ（２０）の対応す
   る領域には、前記不良トラック（１８）のヘッド部（Ｈ
   Ａ）及び交代トラック（２２）のレコード部（ＲＯ）以
   降のデータを格納し、更に該格納データのコントロール
   部（２４）にトラック状態を示す不良交代フラグ及び不
   良トラック（１８）のレコード部（ＲＯ）に書かれてい
   るシリンダヘッド値（ＣＣＨＨ）を格納し、 その後に上位装置（１２）が前記不良トラック（１８）
   をアクセスした際には、１回の内部アクセスでキャッシ
   ュメモリ（２０）から交代トラック（２２）のデータを
   直接転送することを特徴とするディスクキャッシュの不
   良交代トラック処理方式。