JPH0353661B2

JPH0353661B2 -

Info

Publication number: JPH0353661B2
Application number: JP59072750A
Authority: JP
Inventors: Masayuki Tanji; Kunihiko Oonuma
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1984-04-13
Filing date: 1984-04-13
Publication date: 1991-08-15
Also published as: JPS60217444A

Description

【発明の詳細な説明】〔発明の利用分野〕本発明はデイスクキヤツシユ装置の制御方法に
係り、特に高い応答性を要求するシステムに使用
するに適したデイスクキヤツシユ装置の制御方法
に関する。

〔発明の背景〕

デイスクキヤツシユ装置の機能には、次の二つ
が存在する。第１は、CPUとデイスクメモリと
の間でデータの受渡しを行いながら、CPUのデ
イスクメモリへのアクセスに対する応答時間を平
均的に短縮する機能である。又、第２は、デイス
クメモリ上の領域を指定して、その領域のデータ
が常にキヤツシユメモリ上に存在する様に制御す
ることにより、当該指定領域のアクセスに対して
は高速の応答を保証する機能である。

一方、デイスクキヤツシユ装置は制御装置とキ
ヤツシユメモリとに構造的に分離することができ
るが、キヤツシユメモリとして必要なハードウエ
アは、メモリ容量を４メガバイトとした場合、現
在使用可能な64キロビツトメモリを使用してもデ
ータだけで五百個、信頼性回路（RAS）その他
周辺回路を含めると約一千個のICが必要となる。
即ち、大量のICを使用するために装置の信頼性
が問題となる。

デイスクキヤツシユ装置では、キヤツシユメモ
リ内のデータの管理を、一定の大きさのブロツク
を単位として行つているが、従来のデイスクキヤ
ツシユ装置では、障害を検出したブロツクに対す
るアクセスを行わないようにして障害に対処して
いた。しかしこの方法では、前述したデイスクキ
ヤツシユ装置の第２の機能、即ちデイスクメモリ
上特定の領域のデータを常に保持しているとき
に、キヤツシユメモリの当該記憶領域に障害が生
じた場合、高速応答を保証することが不可能とな
る。又、この様な障害が発生した場合、回復の手
段として、キヤツシユメモリ上で当該記憶領域全
体を移動することが考えられるが、このとき保持
すべきデータの全てが一度消失するため、性能低
下の影響が著しい。また、当該記憶領域の大きさ
と障害の位置（ブロツク番号）関係によつては、
移動そのものが不可能なことがある。しかも、前
記した様に、デイスクキヤツシユ装置では大量の
ICを使用するため、この様な事態の発生する確
率は、決して低くはないのである。

〔発明の目的〕

本発明は、上記した従来技術の欠点に鑑みなさ
れたもので、キヤツシユメモリ上で特定のデータ
を常に保持している領域に障害が生じた場合、直
ちに回復させて、上記特定のデータの高速応答を
保証する様にしたデイスクキヤツシユ装置の制御
方法を提供することを目的としている。

〔発明の概要〕

本発明のデイスクキヤツシユ装置の制御方法
は、次の様なものである。即ち、デイスクメモリ
に記憶されたデータには、キヤツシユメモリに記
憶されると書き換えを行なわないバインド制御領
域のデータと書き換えを行なうLRU制御領域の
データが存在する。そして、キヤツシユメモリ
は、ブロツクと呼ばれる単位でデータを記憶する
が、バインド制御領域のデータを記憶するブロツ
クに障害が生じた場合、直ちにLRU制御領域の
データを記憶していたブロツクをバインド制御領
域のデータを記憶するブロツクに変更し、システ
ムを回復させて、高速応答を可能にするものであ
る。

具体的には、あらかじめバインド制御領域のデ
ータを記するブロツクをデイスクメモリ上のデー
タアドレム順に順序づけ、同様にLRU制御領域
のデータを記憶するブロツクをCPUによるキヤ
ツシユメモリ上のデータアクセス順に順序づけて
おく。そして、バインド制御領域のデータを記憶
するブロツクに障害が生じた場合、当該ブロツク
を上記順序づけから切り離す。同様に、LRU制
御領域のデータを記憶するブロツクの必要容量を
一定の基準に従つて、上記関係づけから切り離
す。次に、切り離されたLRU制御領域のデータ
を記憶するブロツクを、新たにバインド制御領域
のデータを記憶するブロツクとして順序づけるも
のである。

〔発明の実施例〕

以下添付の図面に示す実施例により、更に詳細
に本発明について説明する。

第１図は本発明の方法を実行するデイスクキヤ
ツシユ装置の一実施例を示すブロツク図である。
同図において、CPU１００はデイスクメモリ２
００と制御装置３００を介して接続され、制御装
置３００はキヤツシユメモリ４００，５００，６
００，７００に接続されている。CPU１００と
制御装置３００は信号線１０と制御線３０によつ
て接続され、デイスクメモリ２００と制御装置３
００は信号線２０と制御線４０によつて接続され
ている。制御装置３００と各キヤツシユメモリ４
００〜７００は、制御信号バス５０とデータバス
６０とアドレスバス７０によつて接続されてい
る。

デイスクメモリ２００は、１００メガバイトの
記憶容量を有している。又、各キヤツシユメモリ
４００〜７００は、それぞれ独立したボードで構
成され、それぞれ１メガバイトの記憶容量を有し
ている。

第２図ａは、デイスクメモリ２００の記憶領域
を示し、第２図ｂはキヤツシユメモリ４００〜７
００の記憶領域を示し、第２図ｃは制御装置３０
０内のデイレクトリを示している。第１図に示す
キヤツシユメモリ装置において、キヤツシユメモ
リ４００〜７００はブロツクという単位でデータ
を管理するが、このブロツクの一単位を８キロバ
イトとすると、キヤツシユメモリ４００〜７００
で構成される４メガバイトのキヤツシユメモリに
は512個のブロツクが存在することになる。従つ
て、本来第２図ｂに示すキヤツシユメモリには、
実際には512個のブロツクが存在し、第２図ｃに
示すデイレクトリには512個のブロツクに対応す
る512個の管理情報が格納されことになる。しか
し、第２図ａ，ｂ，ｃに示す様に、この実施例で
は、簡単のため、キヤツシユメモリのブロツク数
をブロツクａ〜ｈの８個とし、デイレクトリの数
もこれに応じてデイレクトリ１〜８の８個として
いる。

デイレクトリ１〜８は、第２図ｃに示す様に、
管理するブロツクのブロツク番号ａ〜ｈを格納す
る部分と、各デイレクトリ１〜８の番号を指示す
るポインタから構成され、キヤツシユメモリ４０
０〜７００の対応ブロツクを管理する。

第２図ａに示す様に、デイスクメモリ２００の
記憶領域には、一度キヤツシユメモリ４００〜７
００に記憶されると書き換えをしないバインド制
御領域と、何度でもキヤツシユメモリ４００〜７
００上で書き換えを行なうLRU制御領域とが存
在する。キヤツシユメモリ４００〜７００に記憶
されたバインド制御領域のデータはデイレクトリ
１〜３によつて管理され、各デイレクト１〜３の
ポインタは、キヤツシユメモリ４００〜７００中
に記憶されたデータのデイスクメモリ２００中の
アドレス順序（アドレスの小さい方が先になる）
を示す。キヤツシユメモリ４００〜７００に記憶
されたLRU制御領域のデータはデイレクトリ４
〜８によつて管理され、各デイレクトリ４〜８の
ポインタは、キヤツシユメモリ４００〜７００中
に記憶されたデータがアクセスされた順序関係を
示す。即ち、デイレクト１〜３のポインタは、管
理するキヤツシユメモリ４００〜７００内のデー
タのデイスクメモリ２００上のアドレス順序をデ
イレクトリ１〜３の順序関係で示すものである。
又、デイレクトリ４〜８のポインタは、管理する
キヤツシユメモリ４００〜７００内のデータのア
クセス順序をデイレクトリ４〜８の順序関係で示
すものである。

尚、この実施例では、簡単のためデイレクトリ
１〜８内のポインタは、片方向のみの順序関係を
示すものとする。又、デイレクトリ１〜８は、２
ワードで構成され、第２図ｃに示す実施例では２
×８＝16ワード分必要となる。しかし、実際に
は、前記した様に512個のブロツクに対応して512
個のデイレクトリが必要とされるため、２×512
＝1024ワード分必要になる。又、このデイレクト
リ１〜８は、高速な操作が要求されるため、制御
装置３００内に設けられている。

第１図に示すCPU１００からデータの読み出
し命令が出力されると、キヤツシユメモリ４００
〜７００上に該当データが存在する場合にはキヤ
ツシユメモリ４００〜７００からデータが転送さ
れ、該当データが存在しない場合にはデイスクメ
モリ２００からCPU１００にデータを転送する
とともに、キヤツシユメモリ４００〜７００の一
つのブロツクにこのデータを書き込む。データを
新たにキヤツシユメモリ４００〜７００に書き込
む場合には、LRU制御領域のデータについては、
キヤツシユメモリ４００〜７００中の最も古くア
クセスされたブロツクに書き込むことが望まし
い。本実施例においては、これを実現するのが、
前記したデイレクトリ４〜８のポインタによる関
係づけである。

第３図は、デイレクトリ１〜８の構成を示す図
である。図示する様に、デイレクトリは２ワード
で構成され、１ワード目には、当該デイレクトリ
によつて管理されるデータが書き込まれているキ
ヤツシユメモリ４００〜７００上のブロツク番号
が書き込まれる。２ワード目には、前記したデイ
レクトリ１〜８間の順序関係を示すポインタ（第
７〜第16ビツト）の他に、各種の情報を書き込む
ための複数ビツトが存在する。２ワード目の第１
ビツトDEは、当該デイレクトリが管理するデー
タが有効であることを示すビツトであり、ビツト
DEが“１”のとき有効であることを示す。又、
第２ビツトBBは、当該デイレクトリが管理する
データが書き込まれているキヤツシユメモリ４０
０〜７００上のブロツクに障害があることを示す
ビツトで、ビツトBB“１”のとき障害があるこ
とを示す。第４ビツトBNDは、当該デイレクト
リが管理するデータがバインド制御領域のデータ
かLRU制御領域のデータかを示すビツトで、ビ
ツトBNDが“１”のときバインド制御領域のデ
ータであることを示し、“０”のときLRU制御領
域のデータであることを示す。

第４図ａ，ｂ，ｃは、LRU制御領域における
データを管理する場合のデイスクメモリ２００の
記憶領域及びキヤツシユメモリ４００〜７００の
記憶領域及びデイレクトリ４〜８の内容を示す図
である。第４図ａに示す様に、データＤ，Ｅ，
Ｆ，Ｂ，Ｃがデイスクメモリ２００内に記憶され
ており、これらのデータが第４図ｂに示す様にキ
ヤツシユメモリ４００〜７００内のブロツクｄ，
ｅ，ｆ，ｇ，ｈに記憶されているとする。今、キ
ヤツシユメモリ４００〜７００でデータがＦ，
Ｅ，Ｄ，Ｃ，Ｂの順番にアクセスされたとする
と、第４図ｃに示す様に、デイレクトリ５（新）
→４→６→７→８（旧）という一連のポインタの
指示により、データＢ〜Ｆのアクセス順序が保持
される。また、第４図ｃに示すポインタLTOP
は、LRU制御領域において最も新しくアクセス
されたデイスクアドレスのデータを管理するデイ
レクトリ番号を指示するポインタであり、この実
施例の場合にはデイレクトリ５を指示する。ま
た、第４図ｃに示すポインタLBOTTOMは、
LRU制御領域において最も古くアクセスされた
デイスクアドレスのデータを管理するデイレクト
リ番号を指示するポインタであり、この実施例の
場合にはデイレクトリ８を指示する。そして、ポ
インタLTOP，XBOTTOMは、共に制御装置３
００内に設けられている。

CPU１００からデータＣ，Ｄ，Ｅ，Ｆのいず
れか一つのデータの読み出し命令が出力され、デ
ータＣ，Ｄ，Ｅ，Ｆの関係づけを変更する場合、
及びCPU１００からデータＣ，Ｄ，Ｅ，Ｆ以外
のLRU制御領域に記憶されているデータの読み
出し命令が出力され、キヤツシユメモリ４００〜
７００上のデータを書き換える必要が生じた場合
には、デイレクトリ４〜８のポインタを書き換え
ることにより、新たな新旧関係を表現することが
可能である。

この実施例では、第１図に示すキヤツシユメモ
リ４００〜７００の各ブロツクｄ〜ｈに障害はな
く、データＢ〜Ｆは全て有効であるとしている。
従つて、第３図に示すデイレクトリ４〜８のビツ
トDEは“１”，ビツトBBは“０”となる。また、
デイレクトリ４〜８はLRU制御を行うため、第
３図に示すビツトBNDは“０”である。

第５図ａ，ｂ，ｃは、バインド制御領域に記憶
されたデータを管理する場合のデイスクメモリ２
００の記憶領域及びキヤツシユメモリ４００〜７
００の記憶領域及びデイレクトリ１〜３の内容を
示す図である。前記した様に、デイスクメモリ２
００上のバインド制御領域のデータＹ，Ｚ，Ｗ
は、キヤツシユメモリ４００〜７００のブロツク
ａ，ｂ，ｃに一度記憶されると、他のデータで置
き換えられることはない。又、一般にデイスクメ
モリ２００上のバインド制御領域のメモリ容量と
同一のメモリ容量がキヤツシユメモリ４００〜７
００上に確保されている。バインド制御領域のデ
ータＹ，Ｚ，Ｗは、第５図ｂに示す様に、キヤツ
シユメモリ４００〜７００のブロツクａ，ｂ，ｃ
に書き込まれている。ブロツクａ，ｂ，ｃに記憶
されたデータＹ，Ｚ，Ｗを管理するデイレクトリ
１〜３は、前記したLRU制御領域のデイレクト
リ４〜８と同一であるが、第３図に示すビツト
BNDが“１”であることと、各ポインタが指示
するデイレクトリの意味が異なつている。即ち、
前記した様にLRU制御領域のデータを管理する
デイレクトリ４〜８では、アクセスの新旧関係を
指示していたが、バインド制御領域を管理するデ
イレクトリ１〜３は、各デイレクトリ１〜３が管
理するデータのデイスクメモリ２００におけるア
ドレス順序（アドレスの小さい方が先になる）を
示す。即ち、第５図ａに示す様に、バインド制御
領域のデータは、Ｙ，Ｚ，Ｗのアドレス順に記憶
されているため、第５図ｃに示す様にデータＹを
管理するデイレクトリ１のポインタにはデータＺ
を管理するデイレクトリ２を指示し、デイレクト
リ２のポインタはデータＷを管理するデイレクト
リ３を指示し、デイレクトリ３のポインタはデイ
レクトリ１を指示する。また、第５図ｃに示すポ
インタBTOPは、バインド制御領域において最
も小さいデイスクアドレスに記憶されたデータを
管理するデイレクトリ番号を指示するポインタで
あり、この実施例の場合にはデータＹを管理する
デイレクトリ１を指示する。また、第５図ｃに示
すポインタBBOTTOMは、バインド制御領域に
おいて最も大きいデイスクアドレスに記憶された
データを管理するデイレクトリ番号を指示するポ
インタであり、この実施例の場合にはデータＷを
管理するデイレクトリ３を指示する。そして、ポ
インタBTOP，BBOTTOMは、共に制御装置３
００内に設けられている。

前記した様に、デイスクメモリ２００のバイン
ド制御領域の記憶容量と同一記憶要領がキヤツシ
ユメモリ４００〜７００上に確保されているた
め、上記の様なアドレス順に順序づけを行なうこ
となく、キヤツシユメモリ４００〜７００上のブ
ロツクにデータをデイスクメモリ２００のアドレ
ス順に記憶することは可能である。しかし、バイ
ンド制御領域のデータについて、この様なアドレ
ス順の順序づけを行なうことは、バインド制御領
域のデータを記憶するキヤツシユメモリ４００〜
７００内のブロツクａ，ｂ，ｃに障害が生じた場
合、その回復に有効な手段となる。

第６図は本発明のデイスクキヤツシユ装置の制
御方法を実行する制御装置３００の一例を示すブ
ロツクである。制御装置３００は、図示する様に
内部動作を制御するマイクロプロセツサ３１０、
デイレクトリ及びレジスタLTOP，
LBOTTOM，BTOP，BBOTTOM及び制御に
必要なデータを保持するRAM３２０，CPUイン
ターフエース３３０、デイスクインターフエース
３４０、メモリインターフエース３５０と、各要
素間の連絡を行うための２本の内部バス３６０，
３７０、入力バス３８０と出力バス３９０とによ
り構成される。

第７図ａ，ｂ，ｃは、キヤツシユメモリ４００
〜７００のブロツクｂに障害が生じたことを仮定
して、その回復処理を行なう場合のデイスクメモ
リ２００とキヤツシユメモリ４００〜７００とデ
イレクトリ１〜８の動作内容を示す図である。
又、第８図ａ，ｂ，ｃは上記回復処理の動作内容
を示すフローチヤートである。

通常の動作状態においては、前記した様に、キ
ヤツシユメモリ４００〜７００のブロツクａ〜ｈ
は図示する様にデータＹ〜Ｆを記憶しており、デ
ータＹ，Ｚ，Ｗはバインド制御領域のデータであ
り、データＢ，Ｃ，Ｄ，Ｅ，ＦはLRU制御領域
のデータである。

ここで、キヤツシユメモリ４００〜７００のブ
ロツクｂに障害が生じ、データＺを記憶しておく
ことが不可能になつたとすると、キヤツシユ制御
装置３００は第８図ａ，ｂに示すフローチヤート
に従つた動作を行う。即ち、ステツプＳ１からＳ
３までは、LRU制御領域の最旧にアクセスされ
たブロツクを管理するデイレクトリを、デイレク
トリ４〜８のポインタによる関係づけから取り外
し、取り外されたデイレクトリが管理するブロツ
クを自由にする操作を示す。即ち、ステツプＳ１
ではポインタLBOTTOMの内容をレジスタ
SVDBTMに書き込む。ここで、レジスタ
SVDBTMは、制御に必要な情報を一時的に貯え
るために使用されるものであり、第６図に示す
RAM３２０内に設けられている。即ち、第７図
ａ，ｂ，ｃに示す例ではポインタLBOTTOMの
内容が８であるため、レジスタSVDBTMに８を
書き込む。次に、ステツプＳ２では、レジスタ
SVDBTMの内容と同じ内容のデイレクトリ４〜
８のポインタを捜がし、レジスタLBOTTOMに
そのデイレクトリ番号をいれる。第７図ａ，ｂ，
ｃに示す例では、レジスタSVDBTMの内容は８
であり、ポインタの内容が８であるデイレクトリ
はデイレクトリ７であるため、ポインタ
LBOTTOMに７を書き込む。ステツプＳ３にお
いては、ステツプＳ２で捜がしたデイレクトリの
ポインタにポインタLTOPの内容を書き込む。第
７図ａ，ｂ，ｃに示す例では、デイレクトリ７の
ポインタにポインタLTOPの内容５を書き込む。
以上により最旧より１度だけ新しくにアクセスさ
れたブロツクを、最旧にアクセスされたものとし
て関係づけることが完了する。

ステツプＳ４からＳ１４までは、バインド制御
領域のデータを管理するブロツクのうち、障害が
生じたブロツクを管理するデイレクトリを、デイ
レクトリ１〜３の関係づけから切り離し、更にス
テツプＳ１〜Ｓ３の処理で自由になつたブロツク
を、バインド制御領域のデータを管理するブロツ
クとして新たに関係づける処理を行なうものであ
る。即ち、ステツプＳ４では、障害の生じたブロ
ツク、バインド制御領域のデータのうち、最も小
さいアドレス（デイスクメモリ２００のアドレ
ス）に記憶されているデータを記憶しているブロ
ツクか否かを判断する。そして、YESの場合に
は、ステツプＳ５でマイクロプロセツサ３１０が
フラグTOPに“１”をセツトする。ここで、フ
ラグTOPは、制御装置３００内のRAM３２０内
に設けられている。これは、障害の生じたブロツ
クが、バインド制御領域のアドレスのうち、最も
小さいアドレスに記憶されているデータを記憶し
ている場合、この障害が生じたブロツクを不使用
とし、ステツプＳ１〜Ｓ３で自由にしたブロツク
を新たにバインド制御領域のデータを記憶するブ
ロツクとして用いるため、ポインタBTOPの内
容を書き換える必要が生じる。そのことを一時的
に記憶しておく処理である。ステツプＳ６では、
同様に障害の生じたブロツクが、バインド制御領
域のアドレス（デイスクメモリ２００のアドレ
ス）うち、最も大きいアドレスに記憶されている
データを記憶しているか否かを判断する。そし
て、YESの場合には、ステツプＳ７でマイクロ
プロセツサ３１０がフラグBOTTOMに“１”を
セツトする。ここで、フラグBOTTOMは、制御
装置３００内のRAM３２０内に設けられてい
る。この処理も、障害の生じたブロツクが、バイ
ンド制御領域のアドレスのうち、最も大きいアド
レスに記憶されているデータを記憶しているブロ
ツクである場合、この障害が生じたブロツクを不
使用とし、ステツプＳ１〜Ｓ３で自由にしたブロ
ツクを新たにバインド制御領域のデータを記憶す
るブロツクとして用いるため、ポインタ
BBOTTOMの内容を書き換える必要が生じる。
そのことを一時的に記憶しておく処理である。第
７図ａ，ｂ，ｃに示す例では、障害の生じたブロ
ツクはブロツクｂであり、バインド制御領域のデ
ータを記憶するブロツクの上限でも下限でもない
ため、フラグTOP及びフラグBOTTOM“１”が
セツトされることはない。

ステツプＳ８においては、ポインタの内容が障
害の生じたブロツクのデイレクトリ番号に等しい
デイレクトリを捜がし、該当するデイレクトリの
ポインタにレジスタSVDBTMの内容を書き込
む。第７図ａ，ｂ，ｃに示す例では、障害の生じ
たデイレクトリの番号は２であるためデイレクト
リ１が選択され、デイレクトリ１のポインタにレ
ジスタSVDBTMの内容８が書き込まれる。これ
によつて、障害の生じたブロツクｂがバインド制
御領域のデータを管理するデイレクトリの関係づ
けからはずされ、ステツプＳ１〜Ｓ３の処理で自
由になつたブロツクｈを管理するデイレクトリ８
がバインド制御領域のデータを管理するデイレク
トリとして関係づけられる。

ステツプＳ９においては、障害の生じたブロツ
クを管理するるデイレクトリのポインタの内容
が、ステツプ８でバインド制御領域のデータを管
理するデイレクトリとして関係づけされたデイレ
クトリ（レジスタSVDBTMの内容が指示するデ
イレクトリ）のポインタに書き込まれる。第７図
ａ，ｂ，ｃに示す例では、障害の生じたブロツク
ｂを管理するデイレクトリ２のポインタの内容３
が、関係づけされたデイレクトリ８のポインタに
書き込まれる。この処理によつて、ブロツクｈを
管理するデイレクトリ８が、デイレクトリ１→８
→３の順序で完全に関係づけられたことになる。

ステツプＳ１０においては、ステツプＳ８で選
択されたデイレクトリのビツトBNDに“１”が
セツトされ、ビツトDEに“０”がセツトされる。
第７図ａ，ｂ，ｃに示す例では、デイレクトリ８
のビツトBNDが“１”にセツトされ、ビツトDE
が“０”にセツトされる。これによつて、デイレ
クトリ８がLRU制御領域のデータを管理するデ
イレクトリからバインド制御領域のデータを管理
するデイレクトリに変更されたことになる。

ステツプＳ１１においては、フラグBOTTOM
に“１”がセツトされているか否かを判断し、
“１”がセツトされている場合には、ステツプＳ
１２でポインタBBOTOMの内容をレジスタ
SVDBTMの内容に書き換える。ステツプＳ１３
においては、フラグTOPに“１”がセツトされ
ているか否を判断し、“１”がセツトされている
場合には、ステツプＳ１４でポインタBTOPの
内容をレジスタSVDBTMの内容に書き換える。
第７図ａ，ｂ，ｃに示す例では、フラグ
BTTOMにもフラグTOPにも“１”がセツトさ
れていないため、ステツプＳ１２，Ｓ１４の処理
は実行されない。ステツプＳ１１〜Ｓ１４の処理
によつて、バインド制御領域のデータのうち、最
も小さいアドレス（デイスクメモリ２００のアド
レス）に記憶されているデータを管理するデイレ
クトリの番号がポインタBTOPに書き込まれ、
最も大きいアドレス（デイスクメモリ２００のア
ドレス）に記憶されているデータを管理するデイ
レクトリの番号がBBOTTOMに書き込まれるこ
とになる。

本実施例では、不良ブロツクの代替えとして、
現在最旧にアクセスされたブロツクを使用する例
を示したが、LRU制御領域のデータを記憶する
ブロツク中のどれを選ぶかは任意である。

〔発明の効果〕

以上の説明から明らかな様に、本発明によれ
ば、キヤツシユメモリ上で特定のデータを常に保
持しているバインド制御領域に障害が生じた場
合、障害が生じたバインド制御領域のブロツクの
かわりにデータの書き換えを行なわないLRU制
御領域のブロツクを新たにバインド制御領域のブ
ロツクとして用いることにより、直ちに回復さ
せ、上記特定領域のデータ高速応答性を保証する
ことが可能になる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の対象であるデイスクキヤツシ
ユ装置を示すブロツク図、第２図ａは第１図に示
すデイスクメモリの記憶領域を示す図、第２図ｂ
は第１図に示すキヤツシユメモリの記憶領域を示
す図、第２図ｃは第１図に示す制御装置内のデイ
レクトリを示す図、第３図はデイレクトリの詳細
を示す図、第４図ａは第１図にすデイスクメモリ
の記憶領域を示す図、第４図ｂは第１図に示すキ
ヤツシユメモリの記憶領域を示す図、第４図ｃは
第１図に示す制御装置内のデイレクトリを示す
図、第５図ａは第１図に示すデイスクメモリの記
憶領域を示す図、第５図ｂは第１図に示すキヤツ
シユメモリの記憶領域を示す図、第５図ｃは第１
図に示す制御装置内のデイレクトリを示す図、第
６図は第１図に示す制御装置の詳細を示すブロツ
ク図、第７図ａは第１図に示すデイスクメモリの
記憶領域を示す。第７図ｂは第１図に示すキヤツ
シユメモリの記憶領域を示す図、第７図ｃは第１
図に示す制御装置内のデイレクトリを示す図、第
８図ａ，ｂは本発明の一実施例の動作を示すフロ
ーチヤートである。１００…CPU、２００…デイスクメモリ、３
００…制御装置、４００〜７００…キヤツシユメ
モリ、Ｃ，Ｂ，Ｄ，Ｅ，Ｆ，Ｗ，Ｙ，Ｚ…デー
タ、ａ〜ｈ…ブロツク、１〜８…デイレクトリ。

Claims

【特許請求の範囲】１デイスクメモリ上のデータを制御装置を介し
てキヤツシユメモリ上に記憶し、CPUからのデ
ータ読み出し命令に対して高速応答を可能にした
デイスクキヤツシユ装置において、キヤツシユメモリ上でデータ書き換えを行わな
いバインド制御領域のデータを記憶するブロツク
をデイスクメモリ上のデータアドレス順に順序づ
ける第１のステツプと、キヤツシユメモリ上でデータ書き換えを行う
LRU制御領域のデータを記憶するブロツクを
CPUによるキヤツシユメモリ上のデータアクセ
ス順に順序づける第２のステツプと、バインド制御領域のデータを記憶するブロツク
に障害が発生したとき、障害の発生したブロツク
を上記第１のステツプにおける順序づけから切り
離す第３のステツプと、更にLRU制御領域のデータを記憶するブロツ
クのうち、第２のステツプにおける順序づけにお
いて最下位に順序づけられている最旧にアクセス
されたブロツクを第２のステツプにおける順序づ
けから切り離す第４のステツプと、第３のステツプにおいて切り離された障害の発
生したブロツクの代わりに、第４のステツプにお
いて切り離されたLRU制御領域のデータを記憶
するブロツクを第１のステツプにおけるバインド
制御領域のデータを記憶するブロツクとして新た
に順序づける第５のステツプとから構成されることを特徴とするデイスクキヤツ
シユ装置の制御方法。