JPH03268043A - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、ディスクキャッシュ制御技術に関し、特に、
キャッシュメモリを有する記憶階層におけるデータの授
受の高速化などに有効な技術に関する。

〔従来の技術〕

たとえば、汎用の電子計算機システムなどにおいては、
動作の高速な中央処理装置やチャネル装置などの上位処
理装置と、外部記憶装置としての磁気ディスク装置との
間に、磁気ディスク装置などよりも動作の墨かに高速な
半導体メモリなどからなるキャッシュメモリを介在させ
ることが知られている。

そして、上位処理装置による磁気ディスク装置からのデ
ータの読み出し要求に際して、可能な限り、予めキャッ
シュメモリに複写されているデー夕を用いて応答したり
、上位処理装置から磁気ディスク装置へのデータの書き
込みに際して、キャッシュメモリに当該データを書き込
んだ時点で動作完了を上位処理装置に報告するなどの動
作を行うことにより、磁気ディスクの回転待ちなどのた
めに動作の遅い磁気ディスク装置に直接的にアクセスす
ることによる、上位処理装置の処理速度の低下を緩和し
ようとするものである。

ところで、このようなキャッシュメモリの管理技術とし
ては、従来では、たとえば特開昭５９１１４６５８号公
報に開示されているように、キャッシュメモリへのデー
タの書き込みの際には、当該データの量に関わらず、ま
ず磁気ディスク装置における１トラック分の容量に相当
する充分な領域を確保し、書き込み終了後に、確保した
領域のうち、当該書き込み処理による正味使用領域以外
の記憶領域を解放するという操作を行うことが知られて
いる。

〔発明が解決しようとする課題〕

ところが、上記の従来技術では、データ量が予め確保し
た記憶領域に満たない場合には、不必要な記憶領域の確
保および解放処理を行うこととなり、その分だけ上位処
理装置と磁気ディスク装置トノ間のキャッシュメモリを
介したデータ転送処理において冗長な時間くオーバーヘ
ッド）が増大するので、上位処理装置と磁気ディスク装
置との間における単位時間当たりのデータ転送量（スル
ーブツト）が低下し、システム全体の性能低下を生じる
という問題がある。

また、キャッシュメモリへのデータの格納処理が集中し
た場合には、無駄な記憶領域の割り当てによる当該記憶
領域の不足が発生し、それまでに格納されている他のデ
ータの追い出しが頻繁になるため、データのキャッシュ
メモリにおける滞在時間が減少する結果、上位処理装置
の要求するデータが当該キャッシュメモリ内に存在する
確率（ヒツト率）が低下し、キャッシュメモリの効果が
薄れることが懸念される。

そこで、本発明の目的は、上位処理装置とディスク装置
との間で授受されるデータのキャッシュメモリへの格納
におけるオーバーヘッドの発生を防止して、上位処理装
置とディスク装置との間におけるデータ転送でのスルー
ブツトを向上させることが可能なディスクキャッシュ制
御方式を提供することにある。

本発明の他の目的は、キャッシュメモリにおけるヒツト
率を向上させて、キャッシュメモリ有効利用を図ること
が可能なディスクキャッシュ制御方式を提供することに
ある。

本発明の前記ならびにその他の目的と新規な特徴は、本
明細書の記述および添付図面から明らかになるであろう
。

〔課題を解決するための手段〕

本願において開示される発明のうち、代表的なものの概
要を簡単に説明すれば、下記のとおりである。

すなわち、本発明になるディスクキャッシュ制御方式は
、上位処理装置と回転型記憶装置との間に介在し、両者
の間で授受されるデータを一時的に記憶するキャッシュ
メモリを、回転型記憶装置における物理的または論理的
な所定の記憶単位に対応したスロットに論理的に分割し
て管理し、個々のスロットには所定の長さの複数のセグ
メントを単位として当該キャッシュメモリの記憶領域を
割り当てるようにしたディスクキャッシュ制御方式であ
って、上位処理装置からアクセス要求されたデータのキ
ャッシュメモリへの格納に際して、当該データのキャッ
シュメモリへの書き込みに先立って、キャッシュメモリ
におけるスロットの拡張または新規なスロットの配置に
必要なセグメントの最少数を算出し、当該必要最少数の
セグメントを割り当てた後に、データの必要最少数の当
該セグメントへの書き込み動作を行わせるようにしたも
のである。

〔作用〕

上記した本発明のディスクキャッシュ制御方式によれば
、上位処理装置とディスク装置との聞授受されるデータ
のキャッシュメモリへの格納に際して、予め当該データ
の格納に必要な最少のセグメント数を算出し、当該必要
最少数のセグメント分の記憶領域を割り当てるので、た
とえば、データの多少に関わらず、スロットの最大セグ
メント数分の記憶領域を確保し、データを格納した後に
余剰のセグメントを解放する場合に比較して、無駄なセ
グメントの確保および解放に要するオーバーヘッドの発
生が無くなり、上位処理装置とディスク装置との間にお
けるデータ転送でのスルーブツトを向上させることがで
きる。

また、キャッシュメモリへのデータの格納処理が集中し
た場合でも、必要最少限の記憶領域を確保するだけなの
で、領域確保のために、それまで格納されていたデータ
の追い出し頻度の必要以上の増大に起因するデータのキ
ャッシュメモリにおける滞在時間の減少、すなわちヒツ
ト率の低下が防止され、キャッシュメモリの有効利用を
図ることができる。

〔実施例〕

第１図は、本発明の一実施例であるディスクキャッシュ
制御方式の一例を示す流れ図であり、第２図は、このデ
ィスクキャッシュ制御方式を行うディスクキャッシュ制
御装置を含む電子３１ｗ機ンステムの構成の一例を示す
ブロック図、さらに第３図は、ディスクキャッシュ制御
装置の構成の一例を示すブロック図である。

まず、第２図および第３図を参照しながら、本実施例の
計算機システトの構成の概略を説明する。

中央処理装置１０　　（ＣＰＵ）には、当該中央処理装
置１０に代わって周辺機器などとの情報の授受の制御動
作を行うチャネル１０ａおよびディスクキャッシュ制御
装置１１．磁気ディスク接続装置１２を介して、複数の
磁気ディスク装置１４が接続されている。

ディスクキャッシュ制御装置１１は、第３図に示される
ように、ランダムアクセスメモリ　（ＲＡＭ）２１に格
納されているマイクロプログラムに基づいて全体の制御
を行うマイクロプロセッサ（ＭＰＵ＞２０と、上位のチ
ャネル１０ａとの間におけるデータ転送を制御する対チ
ャネル転送制御装置２２と、下位の磁気ディスク装置１
４の側との間におけるデータ転送を制御する対ディスク
転送制御装置２４と、チャネル−磁気ディスク装置間の
同期をとりつつデータ転送を制御するデータ転送制御回
路２３とを備えている。

さらに、ディスクキャッシュ制御装置１１には、磁気デ
ィスクの回転待ちなどの機械的な動作を伴う磁気ディス
ク装置１４よりも浪かに高速なアクセスが可能な半導体
メモリなどで構成されるキャッシュメモリ５０が設けら
れており、磁気ディスク装置１４に格納されているデー
タのうち上位のチャネル１０ａの側からのアクセスされ
る確率の高いデータの写を保持したり、チャネル１０ａ
から磁気ディスク装置１４に書き込むべきデータを一時
的に保持するなどの動作を行うように構成されている。

この場合、キャッシュメモリ５０は、スロットと呼ばれ
る所定の単位に分割して管理されており、さらに個々の
スロットは、所定容量のセグメントを単位として構成さ
れ、１スロツトが最大で磁気ディスク装置１４における
１トラツクの容量に相当するセグメント数を含むように
設定されている。

個々のスロットに格納されているデータと、当該データ
の磁気ディスク装置１４における実際の格納位置との関
係は、サーチ管理テーブル３０に記録されており、上位
のチャネル１０ａの側から、磁気ディスク装置１４にお
けるシリンダ番号やトラック番号、レコード番号などに
基づくインターナルレコード番号などを指定して特定の
データに対するアクセス要求が発生した場合に、これら
の情報に基づいて当該サーチ管理テーブル３０を参照す
ることで、当該データがキャッシュメモリ５０に存在す
る（キャツシュヒツト）か否（キャツンユミス）かが判
るようになっている。

また、キャッシュメモリ５０における個々のスロットは
、スロットコントロールテーブル４０によって管理され
ている。

ここで、第４図は磁気ディスク装置１４におけるデータ
の記録形式と、キャッシュメモリ５０におけるスロット
でのデータの記録形式との関係の一例を示したものであ
り、本実施例の場合には以下のような仕様になっている
ものとする。

すなわち、磁気ディスク装置１４においては、（１）１
０２４シリンダ／デイスク （２）１６トラツク／シリンダ （３）４８にバイト／トラック また、キャッシュメモリ５０においては、（４）２０４
８）ラック／キャッシュメモリ（５）８にバイト／セグ
メント （６）６セグメント／トラツク となっている。

また、特に図示しないがスロットコントロールテーブル
４０には、たとえばスロット番号、当該スロットを構成
する複数のセグメントの先頭のキャッシュメモリ５０に
おけるアドレスを示すポインタ、当該スロットを構成す
るセグメント数、当該スロットに格納されている複数の
レコードのレコード長や最終レコード長などの情報が記
録された格納データ情報などが記録されている。

なお、個々スロットを構成する複数のセグメントは、キ
ャッシュメモリ５０の内部において物理的に連続してい
る必要はなく、周知のリスト構造などによって管理する
ことにより、スロットの解放によって生じた不定数およ
び不定位置のセグメントを有効に利用するようになって
いる。

以下、このような構成および仕様のシステムにおける作
用の一例を第１図の流れ図などを参照しながら説明する
。

まず、中央処理装置１０からチャネル１０ａを介してデ
ィスクキャッシュ制御装置１１に、磁気ディスク装置１
４に格納されているデータに対するリード要求が発行さ
れた場合について説明する。

リード要求が、チャネルｌＯａから発行される、たとえ
ば以下のＣＣＶ　（チャネル・コマンド・ワード）チエ
インで行われる場合、 ＬＯＣ／ＲＤ　　Ｄ／ＲＤ　　Ｄ／ ＬＯＧコマンドでは、当該リード要求が目的とするレコ
ードの磁気ディスク装置１４における格納位置を示すパ
ラメータが与えられ、また、個々のＲＤ　　Ｄコマンド
では、実際に磁気ディスク装置１４から読み出すべき個
々のレコードの転送が行われる。

なお、本実施例の場合には、２つのＲＤ　　Ｄコマンド
によって転送される２個のレコード（レコードカウント
−２）は各々４にバイトであり、当該レコードを含むス
ロットがキャッシュメモリ５０に存在しない場合、すな
わちキャッシュミスで、磁気ディスク装置ｔ１４からキ
ャッシュメモリ５０に当該レコードを格納する必要があ
る場合を説明する。

ディスクキャッシコ制御装置１１は、チャネル１０ａか
らＬＯＧコマンドを受領することにより、これから実行
するデータ転送の種類とそれに付随する制限を認識する
（ステップ１０１）。

本実施例の場合には、ＬＯＧコマンドを受は取った時点
で、リード要求であることを認識し、さらに当該レコー
ドの磁気ディスク装Ｗｔ１４における格納位置情報に対
応したインターナルサーチレコード＃などに基づいて、
サーチ管理テーブル３０を検索する゛が（ステップ１０
２）、前述のように、キャッシュメモリ５０には目的の
レコード（スＯット）が存在しないのでキャッシニミス
トナリ、キャッシュメモリ５０における新たなスロット
（セグメント）の配置および磁気ディスク装置１４から
当該スロット（セグメント）への当該レコードの複写を
行うスロットアロケートに移る。

すなわち、まず、同コマンドに随伴したレコードカウン
トおよび転送長などから、総転送データ長を算出する。

この場合、レコードカウント（２）Ｘ転送長４にバイト
より、総転送データ長＝８にバイトを算出する（ステッ
プ１０３）’。

さらに、この総転送データ長８にバイトから、必要な割
り付はセグメント数１　（＆！転送データ長８にバイト
／８にバイト／セグメント＝１セグメント）を求め（ス
テップ１０４）、キャッシュメモリ５０に対して１個の
セグメントを含む新たなスロットの割り付けを行い、磁
気ディスク装置１４から当該１個のセグメントに該当デ
ータ（２個のレコード）を複写する（第５図（ａ）　）
。

なお、上位のチャネル１０ａの側へのリード要求された
データの転送は、キャッシュメモリ５０への当該データ
の複写と並行して行ってもよいし、キャッシュメモリ５
０に一旦複写した後に、当該データを読み出して転送す
るようにしてもよい。

ここで、従来の場合には、前述のように、前記スロット
の確保に際して、総転送データ長に関係なくスロットを
構成する最大セグメント数６を割り当ててデータ転送を
行った後、余剰の５個のセグメントを解放する操作を行
うため、当該５個のセグメントの確保および解放のため
のオーバーヘッドの発生がある。

ところが、本実施例の場合には、前述のように、磁気デ
ィスク装置１４からキャッシュメモリ５０へのデータ転
送に先立って、予め、スロットを構成する必要最少数の
１個のセグメントを確保し、当該セグメントへの目的の
レコードの格納を行うので、このようなオーバーヘッド
を生じることがない。

次に、磁気ディスク装置１４に対して、チャネル１０ａ
からデータのライト要求が発生した場合の処理について
説明する。

たとえば、ライト要求が以下のＣＣＷチエインによるレ
コードの更新処理である場合、ＬＯＣ／ＷＲＴ　　ＵＰ
　　Ｄ／ Ｌ　ＯＧコマンドでは、ライト処理すべきレコードの磁
気ディスク装置１４における格納位置などを示す各種パ
ラメータが指示され、ＷＲＴ　　ＵＰＤコマンドでは、
更新書き込みすべきデータが転送される。

なお、以下の説明では、更新対象のレコードを含むスロ
ットがキャッシュメモリ５０に存在し、キャツシュヒツ
トとして更新処理が行われる場合を説明する。

すなわち、キャッシュメモリ５０において、ＬＯＧコマ
ンドの条件に合致するレコードを含むスロットには、現
在２個のセグメントを使用して、１個当たり５にバイト
のレコードが３個＝１５にバイトのデータが格納されて
おり、最後のレコードにおける実際のデータ長は３にバ
イトであるとする。そして、更新処理はこの最後の１個
のレコードに対して行うものとする。

まず、ディスクキャッシュ制御装置１１は、Ｌ０Ｃコマ
ンドを受領するとくステップ１０１）、当該コマンドに
随伴するインターナルサーチレコード番号などの情報に
よってサーチ管理テーブル３０を検索し、ヒツト／ミス
の判定を行う（ステップ１０２）。

前述のように、目的のレコードを含むスロットがキャッ
シュメモリ５０に存在するので、キャツシュヒツトと判
定され、セグメントアロケートに移る。

すなわチ、スロットコントロールテーブル４０における
当該スロットに関する、キャッシュメモリ５０での先頭
セグメントへのポインタ、セグメント数、格納データ情
報などを用いて、まず、最終位置にある更新対象レコー
ドを除く格納データ長を算出する（ステップ１０５）。

すなわち、最終位置にある更新対象レコードを除く格納
データ長＝（該当するスロットにおける現在のデータ長
１５にバイト）−（更新対象の最終レコードの長さ３に
バイト）＝１２にバイトを得る。

さらに、前記ＬＯＧコマンドに随伴したレコードカウン
タの値（この場合１）や平均転送レコード長（この場合
５にバイト）により総転送データ長くレコード長）５に
バイトを算出する（ステップ１０６）。

そして、ステップ１０５で得られた更新対象レコードを
除く格納データ長１２にバイトに、ステップ１０６で得
られた総転送レコード長５にバイトを加算することによ
り、更新処理後に全データ長１７にバイトを算出する（
ステップ１０７）。

さらに、この全データ長１７にバイトと、１セグメント
当たりの容１８にバイトから当該全データ長１７にバイ
トを格納するのに必要なセグメント数−３を算出しくス
テップ１０８）　、さらに、このセグメント数（３）か
ら、それまでに使用していたセグメント数（２）を差し
引くことにより、当該更新処理による最終レコードの長
さの増加に伴って必要となったセグメントの数（１）を
求め（ステップ１０９）、当該１セグメント分だけの新
たな記憶領域の割り付け（追加）処理を行い、その後、
当該１個のセグメントとこれまでの２個のセグメントを
用いて目的の最終レコードの更新処理を行う（第５図ら
））。

ここで、従来の場合には、まず、当該更新レコードが属
するスロットのセグメント数が最大となるように、すな
わち、これまでの使用セグメント数（２）に４個の新た
なセグメントを割り当てた後、実際には３セグメントし
か使用されないので、余剰の３セグメントの解放処理が
必要となり、余剰の当該３セグメント分の割り当てや解
放のためのオーバーヘッドが発生することになるが、本
実施例の場合には、前述のように、必要最少限のセグメ
ントしか割り当てを行わないので、従来のようなオーバ
ーヘッドが発生することがない。

以上説明したように、本実施例のディスクキャッシュ制
御方式では、上位のチャネル１０ａ（中央処理装置１０
）と磁気ディスク装置１４との間におけるキャッシュメ
モリ５０を介してのデータの授受（リード／ライト）に
伴うオーバヘッドの発生が抑止されるので、上位のチャ
ネル１０ａ（中央処理装置１０）と磁気ディスク装置１
４との間におけるデータ転送のスループットが確実に向
上する。

また、キャッシュメモリ５０へのデータの格納に際して
、必要以上に大きな記憶領域の割り当てを行わないので
、当該記憶領域の割り当てに伴ってキャッシュメモリ５
０から追い出される他のデータの量が少なくなり、すな
わちデータ全体のキャッシュメモリ５０における滞在時
間が長くなり、チャネルｌＯａの側からアクセス要求さ
れるデータがキャッシュメモリ５０に存在する確率（ヒ
ツト率）が確実に高くなり、キャッシュメモリ５０をよ
り有効に活用することができる。

以上本発明者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、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、キャッシュメモリを構成する記憶媒体として
は、半導体メモリに限らず、他の不揮発性記憶媒体であ
っても同様の効果を得ることができる。

〔発明の効果〕

本願において開示される発明のうち、代表的なものによ
って得られる効果を簡単に説明すれば、以下のとおりで
ある。

すなわち、本発明になるディスクキャッシュ制御方式に
よれば、上位処理装置と回転型記憶装置との間に介在し
、両者の間で授受されるデータを一時的に記憶するキャ
ッシュメモリを、前記回転型記憶装置ｊ：おける物理的
または論理的な所定の記憶単位に対応したスロットに論
理的に分割して管理し、個々の前記スロットには所定の
長さの複数のセグメントを単位として当該キャッシュメ
モリの記憶領域を割り当てるようにしたディスクキャッ
シュ制御方式であって、前記上位処理装置からアクセス
要求されたデータの前記キャッシュメモリへの格納に際
して、当該データの前記キャッシュメモリへの書き込み
に先立って、前記キャッシュメモリにおける前記スロッ
トの拡張または新規なスロットの配置に必要な前記セグ
メントの最少数を算出し、当該必要最少数の前記セグメ
ントを割り当てた後に、前記データの必要最少数の当該
セグメントへの書き込み動作を行わせるので、たとえば
、データの多少に関わらず、スロットの最大セグメント
数分の記憶領域を確保し、データを格納した後に余剰の
セグメントを解放する場合などに比較して、無駄なセグ
メントの確保および解放に要するオーバーヘッドの発生
が無くなり、上位処理装置とディスク装置との間にふけ
るデータ転送でのスループットを向上させることができ
る。

また、キャッシュメモリへのデータの格納処理が集中し
た場合でも、必要最少限の記憶領域を確保するだけなの
で、領域確保のために、それまで格納されていたデータ
の追い出し頻度が必要以上に増大することに起因するデ
ータのキャッシュメモリにおける滞在時間の減少、すな
わちヒツト率の低下が防止され、キャッシュメモリの有
効利用を図ることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の一実施例であるディスクキャッンユ
制御方式の一例を示す流れ図、第２図は、本発明の一実
施例であるディスクキャッシュ制御方式を行うディスク
キャッシュ制御装置を含む電子計算機システムの構成の
一例を示すブロック図、 第３図は、ディスクキャッシュ制御装置の構成の一例を
示すブロック図、 第４図は、本発明の一実施例であるディスクキャッシュ
制御方式が実施される計算機システムにおける磁気ディ
スク装置およびキャッシュメモリでのデータの記録形式
の対応関係の一例を示す概念図、 第５図（ａ）およびい）は、スロットアロケートおよび
セグメントアロケートにおけるデータ格納状態の一例を
示す概念図である。 １０・・・中央処理装置（ＣＰＵ）、１０ａ・・・チャ
ネル（上位処理装［）、１１・・・ディスクキャッシュ
制御装置、１２・・・磁気ディスク装置、１４・・・磁
気ディスク装置（回転型記憶装置）、２０・・・マイク
ロプロセッサ（ＭＰＵ）、２１・・・ランダムアクセス
メモリ　（ＲＡＭ）、２２・・・対チャネル転送制御装
置、２３・・・データ転送制御回路、２４・・・対ディ
スク転送制御装置、３０・・・サーチ管理テーブル、４
０・・・スロットコントロールテーブル　５０・・・キ
ャッシュメモリ、１０１〜１０９・・・ディスクキャッ
シュ制御方式の−・例を示す処理ステップ。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １、上位処理装置と回転型記憶装置との間に介在し、両
   者の間で授受されるデータを一時的に記憶するキャッシ
   ュメモリを、前記回転型記憶装置における物理的または
   論理的な所定の記憶単位に対応したスロットに論理的に
   分割して管理し、個々の前記スロットには所定の長さの
   複数のセグメントを単位として当該キャッシュメモリの
   記憶領域を割り当てるようにしたディスクキャッシュ制
   御方式であって、前記上位処理装置からアクセス要求さ
   れたデータの前記キャッシュメモリへの格納に際して、
   当該データの前記キャッシュメモリへの書き込みに先立
   って、前記キャッシュメモリにおける前記スロットの拡
   張または新規なスロットの配置に必要な前記セグメント
   の最少数を算出し、当該必要最少数の前記セグメントを
   割り当てた後に、前記データの必要最少数の当該セグメ
   ントへの書き込み動作を行わせることを特徴とするディ
   スクキャッシュの制御方式。