JPH0384643A - デイスク制御装置のキヤツシユ組込制御方法 - 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、キャッシュを内蔵するディスク制御装置にお
いて、オンライン中にキャッシュを組み込むための制御
方法に関し、さらに、それを用いてオンライン中にキャ
ッシュの保守やキャッシュの自動閉鎖および復旧を行う
ための制御方法に関するものである。

〔従来の技術〕

従来、計算機システムにおいて、処理装置からの記憶装
置への参照の状況には、 （イ）同一の情報を複数回参照する。

（ロ）ある情報を参照すると、その近傍の情報も合わせ
て参照する。

等の性質があり、この性質を利用して、高速・小容量の
記憶装置と低速・大容量の記憶装置を２階層に組み合わ
せることにより、見掛は上、高速・大容量の記憶装置を
実現することができる。

補助記憶で最も多く利用されているのは、磁気ディスク
装置であり、そのアクセス時間は主記憶装置と比較して
１０’倍も遅く、このアクセス時間のギャップを埋める
ために、磁気ディスク用のバッファ記憶装置（ディスク
キャッシュと呼ばれ、以下キャッシュと記載）を設け、
上記の見掛は上の高速・大容量の記憶装置を実現してい
る。

これら、従来のキャッシュ付きディスク制御装置におい
て、オンライン中に可能なキャッシュに関する制御に関
しては、以下に記載するものがあス （ａ）キャッシュが正常な状態のときに、キャッシュを
使用するかしないかを切り換える。

（ｂ）キャッシュ周りに障害が発生したときに、キャッ
シュを使用禁止にする。

これらの詳しい内容は、特開昭６０−７９４４７号公報
に記載されている。

〔発明が解決しようとする課題〕

従来のキャッシュ付きディスク制御装置において、オン
ライン中に可能なキャッシュに関する制御方法では、な
んらかの障害によって、キャッシュを使用禁止にした後
、再び使用可能にするという制御をオンライン中で行う
ことはできなかった。

すなわち、新しいキャッシュと取替えたり、イニシャラ
イズを行うためには、ディスク制御装置をオフライン状
態にして、ディスク入出力処理を中断する必要があった
。

そのため、キャッシュの保守作業の間は、ディスク自体
の入出力処理がストップしてしまうという問題があった
。

さらに、従来技術において、オンライン中に保守作業を
行うには、以下のような問題点がある。

取替えたキャッシュのイニシャライズにかかる時間が、
上位ホストコンピュータからのディスク入出力処理要求
が発行されてからディスク制御装置が要求受諾の応答を
返すまでの許容時間と比べてはるかに長いため、ディス
ク制御装置内のあるプロセッサが専属でイニシャライズ
を始めてしまうと、このプロセッサで制御していたスト
レージパスは、ディスク入出力処理要求を受は付けるこ
とができない。従って、オンライン処理に大きな影響を
与えないで保守を行うことは事実上不可能であった。

また、キャッシュ障害が発生すると、キャッシュの使用
を禁止する制御を行っていた。これは、キャッシュ本体
のハード障害発生時に限らず、キャッシュ本体のハード
ウェアには障害がなくても、キャッシュへの一連の書き
込みシーケンスの途中で、プロセッサがダウンしたり、
電源が一時的に落ちたりして、キャッシュに書き込まれ
た内容が保証できなくなれば、同様にキャッシュを使用
禁止としていた。このような場合、キャッシュ本体のハ
ードには異常が無いのであるから、イニシャライズを行
えば、また使用できるのであるが、そのためには、やは
り、オフライン状態にして保守員が介入する必要があっ
た。

本発明の目的は、これら従来技術の課題を解決し、ディ
スク入出力処理を妨げずに、キャッシュのイニシャライ
ズ処理ができ、オンライン中のキャッシュの保守作業を
可能とし、かつ、キャッシュの内容が保証できないよう
な障害が発生しても、キャッシュ本体のハードが正常で
ある場合には、オンライン中に、自動的にキャッシュを
使用可能に復旧し、キャッシュ付ディスク制御装置の稼
働率を向上させるディスク制御装置のキャシュ組込制御
方法を提供することである。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するため、本発明のディスク制御装置の
キャッシュ組込制御方法は、（１）ホストコンピュータ
とディスク装置のあいだのデータ転送を制御する複数の
ストレージパスと、このストレージパスから読み出し・
書き込み可能なキャッシュを有するディスク制御装置に
おいて、キャッシュを複数の部分に分割して管理するキ
ャッシュ制御部を用い、キャッシュの不使用の状態で稼
働している際のホストコンピュータからのキャッシュ組
込要求に対して、キャッシュのイニシャライズを複数の
部分に分割して行い、がつ、ディスクに対する入出力処
理の空き時間に繰返し行うことにより、キャッシュの全
面イニシャライズをオンライン中に行い、この全面イニ
シャライズの完了した段階で、キャッシュ使用を開始す
ることを特徴とする。また、（２）上記（１）に記載の
キャッシュの分割単位は、ディスク制御装置がホストコ
ンピュータからの入出力処理要求を待たせておける時間
より短い時間でイニシャライズを終了する分割単位であ
ることを特徴とする。また、（３）上記（１）に記載の
キャッシュの分割イニシャライズは、イニシャライズさ
れていない部分を１つ取り出して、このイニシャライズ
されていない部分のイニシャライズを行い、このイニシ
ャライズの完了時点で、イニシャライズ処理を一時中断
し、ディスクに対する入出力処理の有無を確認し、この
ディスクに対する入出力処理の無い場合には、次のイニ
シャライズされていない部分を１つ取り出して、このイ
ニシャライズされていない部分のイニシャライズを行う
ことを特徴とする。また、（４）上記（１）に記載のデ
ィスク制御装置にタイマを施し、このタイマによりカウ
ントされた一定時間経過ごとに、ホストコンピュータか
らのディスクに対する入出力処理要求の有無を調べ、こ
の入出力要求がないことを確認の上、キャッシュの分割
イニシャライズ処理を行うことを特徴とする。また、（
５）上記（１）に記載のディスク制御装置は、複数のス
トレージパスと、このストレージパスの制御を行う一台
以上のプロセッサを有し、キャッシュ不使用の状態で稼
働している際のキャッシュ組込要求に対して、ディスク
の入出力処理を行っていないプロセッサの任意の１つが
、キャッシュの分割イニシャライズを行うことを特徴と
する。さらに、（６）上記（１）〜（５）に記載のいず
れか１つのキャッシュの分割イニシャライズを行うディ
スク制御装置は、サービスプロセッサに接続され、かつ
、このサービスプロセッサを介しての、保守員によるキ
ャッシュメモリの障害修復後のキャッシュ組込要求に対
して、このキャッシュ組込要求を記憶し、さらに、サー
ビスプロセッサにこのキャッシュ組込要求の受諾を返し
、そして、オンライン中にキャッシュの分割イニシャラ
イズを行い、分割イニシャライズおよびキャッシュ組込
の完了、あるいは、障害発生によるキャッシュ組込の失
敗を、サービスプロセッサへ通知し、キャッシュの保守
制御を行うことを特徴とする。そして、（７）上記（１
）〜（５）に記載のいずれか１つのキャッシュの分割イ
ニシャライズを行うディスク制御装置は、キャッシュへ
のアクセス中に障害が発生したときに、キャッシュ本体
のハード障害か否かを判別する障害内容判別部と、キャ
ッシュ上データの管理情報を更新中であったか否かを判
別するキャッシュデータ管理更新判別部を有し、キャッ
シュ本体のハードウェアは正常であり、かつ、キャッシ
ュ上データの管理情報を更新中であった障害に対しては
、ディスク制御装置側で一時的にキャッシュの使用を禁
止し、ディスク制御装置内の全プロセッサがキャッシュ
の使用を中止したことを確認した後、キャッシュを分割
してイニシャライズし、再び、キャッシュを使用可能に
し、キャッシュの自動閉鎖・復旧制御を行うことを特徴
とする。

〔作用〕

本発明におけるディスク制御部では、ホストコンピュー
タがオンライン処理中にディスク入出力処理を中断して
も、タイムアウトエラーを発生させない程度の時間内で
、ディスク制御装置内のプロセッサがイニシャライズで
きる部分に、キャッシュを分けて管理する。

そして、ディスク制御部は、ホストコンピュータからの
キャッシュ組込要求に応答して、キャッシュのイニシャ
ライズ処理を、部分的に行い、これを繰り返して、その
合間に、ディスク入出力処理要求を処理する。このよう
にして、オンライン処理と並行して大容量キャッシュの
全面イニシャライズを行う。

同様に、保守員からのキャッシュの組込要求がある時に
も、ディスクからの入出力処理の空き時間にその部分だ
けイニシャライズを行い、これを繰り返すことにより、
オンライン処理と並行して大容量キャッシュの全面イニ
シャライズを行う。

さらに、キャッシュの論理障害とメモリのハード障害を
切り分け、論理障害が発生したときには、−時的にキャ
ッシュの使用を禁止すると共に、保守員の介入なしにデ
ィスク制御装置側で自動的にキャッシュの全面イニシャ
ライズを行ったあと、再びキャッシュを使用可能とする
。

このようにすることにより、イニシャライズ処理による
通常オンライン処理への大きな影響を与えること無く、
大容量キャッシュのイニシャライズを完了することがで
きる。

〔実施例〕

以下本発明の実施例を、図面により詳細に説明する。

第１図は本発明を施したキャッシュ付きディスり制御装
置を持つディスクサブシステムを含むシステムの構成を
示すブロック図である。

ディスク制御装置２、ディスク３、および、サービスプ
ロセッサ４から構成されるディスクサブシステム５をホ
ストコンピュータ１に接続することによりシステムが構
成される。さらに、ディスク制御装置２は、チャンネル
スイッチ２１、プロセッサ２２、キャッシュ２３、ホス
トコンピュータｌからのディスク入出力処理要求（以下
、単に処理要求と記載）に対する答を制御するレジスタ
２４、および、キャッシュ２３を制御するためのテーブ
ル２５を有する。

キャッシュ２３は、揮発性メモリであり、ディスク３内
の格納データの一部のコピーを必要に応じて格納してお
く。そして、キャッシュ２３にあらかじめ格納しておい
たデータに対するアクセス要求（このようなアクセス要
求をキャッシュ２３にヒツトしたアクセス要求という）
に対しては、キャッシュ２３へのアクセスを行い、ディ
スク３とのデータのやり取りを行なわない。これにより
、データに対するアクセス応答性の向上を図る。尚、更
新データは、ホストコンピュータとの接続を断ったあと
、ディスク制御装置２の空き時間にキャッシュ２３から
ディスク３に反映される。

レジスタ２４は、Ｒｕｎレジスタ２４１．Ｗａｉｔレジ
スタ２４２、Ｂｕｓｙレジスタ２４３から構成され、い
ずれのレジスタも、チャネルスイッチ２１当たりｌＢｉ
　ｔを有する。

Ｒｕｎレジスタ２４１は、各チャネルスイッチ２１がホ
ストコンピュータ１からの処理要求を検知しているか否
かを表す。検知しているときに１１＋　が立つ。

Ｗａｉｔレジスタ２４２は、ホストコンピュータ１から
の処理要求があったときに、プロセッサ２２が他の処理
をしていたためにその要求を受は付けられなかった場合
に、このチ、ヤネルスイッチ２１に対応するＢｉｔにｌ
′が立つ。

Ｂｕｓｙレジスタ２４３は、プロセッサ２２が各チャネ
ルスイッチ２１の各チャネル（Ａ、Ｂ、Ｃ，Ｄ）からの
処理要求を受は付けられるか否かを表し、　“１′が立
っているチャネルスイッチ２１のチャネル（Ａ％Ｂ、Ｃ
，Ｄ）に対しては、受は付けられない。

チャネルスイッチ２１は、ホストコンピュータｌからの
処理要求を検知したときに、Ｂｕｓｙレジスタ２４３、
および、Ｒｕｎレジスタ２４１の対応ＢｉｔがＩ　Ｏ＋
　の場合に限り、Ｒｕｎレジスタ２４１の対応Ｂｉｔに
ＩＩＩ　を立てる。そうでない場合には、ホストコンピ
ュータ１に対して。

「現在、ディスク制御装置２内のプロセッサ２２が、他
の処理をしているために、処理要求を受は付けられない
」という旨を通知すると共に、Ｗａｉｔレジスタ２４２
の対応Ｂｉｔに１１１　　を立てる。この場合、ホスト
コンピュータｌ側では、ディスク制御装置２から要求受
付が可能になったという通知が来るのを一定時間待つ。

一定時間待っても通知が来ないときには、障害が発生し
たとみなして、障害用の処理が行われる。

キャッシュ制御用テーブル２５は、キャッシュ・ステー
タス２５１、キャッシュ組込要求フラグ２５２、および
、キャッシュ・イニシャライズ管理テーブル２５３から
構成される。

キャッシュ・ステータス２５１は、キャッシュ２３が使
用可能か否かを表し、　ｌ′で使用可、Ｏ′で使用不可
を示す。

キャッシュ組込要求フラグ２５２は、キャッシュ２３の
組込要求の有無を表し、　＋１１　で要求あり、　Ｏ′
で要求なしを示す。

キャッシュ・イニシャライズ管理テーブル２５３は、キ
ャッシュ組込要求フラグ２５２がセットされているとき
に有効なテーブルであり、−回のキャッシュ・イニシャ
ライズの単位（ｎ分割したエリア）ごとに、イニシャラ
イズ済みか否かを表す。　ｌ′でイニシャライズ済み、
　Ｏ′でイニシャライズ未済を示す。尚、キャッシュの
容量をＭｗｏｒｄ（キャッシュの読み書き最小単位をｗ
ｏｒｄと呼ぶこととする）、キャッシュを１ｗｏｒｄイ
ニシャライズするのにかかる時間をＳとすると、−回の
イニシャライズ時間ｔ１は、ｔ　　＝Ｍ÷ｎＸｓ である。

従って、ホストコンピュータ１が、処理要求を受は付け
られないという通知を受けてから、受付可能という通知
が来るのを待っている許容時間を仁、とすると、 １、（１゜ が成立するように、ｎの値を設定する。

次に、本発明におけるキャッシュ組込制御方法を含む第
１図におけるプロセッサ２２の処理動作を説明する。

第２図は、第１図におけるプロセッサ２２の処理動作を
示すフローチャートである。

まず、全体の流れに関して説明する。

−点鎖線で囲われた部分がステップ５００で開始される
ホストコンピュータｌに対する処理で、ステップ５０１
からステップ５０５を行う。点線で囲われた部分がステ
ップ５２０で開始されるキャッシュ組込処理で、ステッ
プ５２１からステップ５２９の処理を行う。

まず、ステップ５００に始まる対ホストコンピュータｌ
用の処理（ステップ５００〜ステツプ５０５）において
、ホストコンピュータ１がらの処理要求をチエツクする
。ホストコンピュータ１がらの処理要求が無かった場合
には、次に、キャッシュ組込要求フラグをチエツクして
、キャッシュ組込要求があるかどうかを調べる（ステッ
プ５１Ｏ）。キャッシュ組込要求が無い場合には、再び
、ステップ５００から始まるホストコンピュータｌに対
する処理に戻り、キャッシュ組込処理要求があるまでこ
のスキャンを繰り返す。

ステップ５１０においてキャッシュ組込要求がある場合
には、キャッシュ組込処理（ステップ５２０以降）を開
始する。以上が全体の処理の流れである。

次に、対ホストコンピュータ１用の処理（ステップ５０
０〜ステツプ５ｏ５）の処理内容を説明する。

まず、Ｂｕｓｙレジスタ２４３をＯクリアして、チャネ
ルスイッチ２１のどのチャンネル（Ａ、Ｂ、Ｃ，Ｄ）か
らの処理要求も受付可能な状態にする（ステップ５０１
）。

次に、Ｗａｉｔレジスタ２４２をチエツクして、受は付
けられるのを待っている処理要求があるがどうかを調べ
る（ステップ５０２）。処理要求がある場合には、チャ
ネルスイッチ２１の対応チャネル（Ａ、Ｂ、Ｃ，Ｄ）を
通じて、処理要求を受は付は可能になった旨を通知する
（ステップ５０３）。

ホストコンピュータ１では、この通知を受は取ると、改
めて処理要求を発行する。

Ｗａｉｔレジスタ２４２が全て　Ｏ′の場合には、次に
、Ｒｕｎレジスタ２４１をチエツクして、現在、処理要
求があるかどうかを調べる（ステップ５０４）。処理要
求がある場合には、以下、通常のオンライン処理を行う
（ステップ５０５）。この処理に際しては、キャッシュ
テーブル２５内のキャッシュ・ステータス２５１をチエ
ツクして、′ビがセットされていれば、キャッシュ２３
を使用し、　０′ならば、キャッシュ２３を使用しない
で、アクセス処理を行う。

次に、キャッシュ組込処理（ステップ５２０〜５２９）
の処理内容を説明する。

まず、Ｂｕｓｙレジスタ２４３をチャネルスイッチ２１
の全チャネルに対して１′にセットする（ステップ５２
１）。次に、キャッシュ・ステータス２５１をチエツク
して、キャッシュが使用可能かどうかを調べる（ステッ
プ５２２）。キャッシュが既に使用可能状態である場合
は、キャッシュ組込要求は不当であるので、キャッシュ
組込要求フラグ２５２をリセットして、キャッシュ組込
処理を終了する（ステップ５２９）。そして、再び、ス
テップ５００からの対ホストコンピュータ用の処理に戻
る。

キャッシュ２３が使用不可能状態である場合には、次に
、イニシャライズする部分の選択処理を行う（ステップ
５２３）。具体的には、キャッシュ・イニシャライズ管
理テーブル２５３をサーチして、値がＯ′の部分を１つ
取り出す。そして、今選んだ部分のメモリイニシャライ
ズを行う（ステップ５２４）。第に番目を選択した場合
には、イニシャライズする領域は、Ｍτｎｘ（ｋ−１）
を先頭アドレスとするＭ−ｉ−ｎ　　ｗｏｒｄである。

この部分イニシャライズの処理中に、キャツシュメモリ
２３自体に恒久的な障害が発生した場合には、キャッシ
ュ組込処理を続行することは不可能なので、キャッシュ
組込要求フラグ２５２をリセットして、キャッシュ組込
処理を終了する（ステップ５２９）。そして、再び、ス
テップ５００の処理に戻る。

部分イニシャライズが正常に終了した場合には、キャッ
シュ・イニシャライズ管理テーブル２５３の該当部を　
１′にセットしくステップ５２６）、キャッシュ全面の
イニシャライズがすんだかどうかを調べる（ステップ５
２７）。キャッシュ・イニシャライズ管理テーブル２５
３が全てｌ′ならば、イニシャライズ完了である。

イニシャライズ未完了の場合には、キャッシュ組込処理
（ステップ５２０〜５２９）を抜けて、ステップ５００
から始まる対ホストコンピュータｌ用の処理に戻る。

イニシャライズ中に発生したホストコンピュータ１から
の処理要求は、ホストコンピュータがタイムアウトにし
てしまうテ１１にステップ５０２で見つけられる。

キャッシュ組込要求フラグ２５２にｌ′がセットされて
いる間は、以上の処理が繰り返され、キャッシュ全面の
イニシャライズが完了する。

キャッシュ全面のイニシャライズが完了すると、キャッ
シュ・ステータス２５１を１′にセットしくステップ５
２８）、キャッシュ組込要求フラグ２５２をリセットし
て（ステップ５２９）、キャッシュ組込処理を終了する
、これ以降は、キャッシュ・ステータス２５１が１′に
セットされているので、キャッシュを使用したアクセス
処理が行われる。

以上述べた第１の実施例によれば、キャッシュ２３が使
用不可能な状態で、ホストコンピュータｌからのキャッ
シュ組込要求があれば、オンライン中にキャッシュ２３
のイニシャライズ処理を行って、キャッシュ使用可能状
態にすることができる。しかも、イニシャライズ処理は
、ディスク入出力処理要求が無いときに限り開始され、
その１回の処理時間は、ホストコンピュータ１が処理要
求を受は付けられないという通知を受けてから、受は付
は可能という通知が来るのを待っている許容時間（タイ
ムアウト監視時間）より短いため、ホストコンピュータ
ｌからのディスク入出力処理要求を見逃すことはなく、
キャッシュ・イニシャライズ処理のためのホストコンピ
ュータＩ１０のタイムアウトを引き起こす危険性はない
。

さて、第１の実施例では、ディスク入出力処理要求が無
い時には、プロセッサ２２がキャッシュ組込処理を行う
かどうかを毎回調べていたが、プロセッサ２２のオーバ
ヘッド削減の観点から、タイマを用いてキャッシュ組込
処理の起動を制御する方法も考えられる。以下、これを
説明する。

第３図は、本発明を施した第２の実施例の構成を示すブ
ロック図である。

上記第１の実施例における計算機システムにタイマ３３
３（ソフトタイマ）を付加した構成となっている。

上記に述べたように、このタイマ３３３は、キャッシュ
組込処理の起動を制御するためのものである。

第４図は、第３図の第２の実施例におけるプロセッサ２
２の処理動作を示すフローチャートである。

まず、第２図における対ホストコンピュータ１用の処理
（ステップ５００〜５０５）を行う（ステップ５３０）
。ホストコンピュータｌからの処理要求が無い場合には
、第３図のタイマ３３３をカウントアツプする（ステッ
プ５３１）。そして、タイマ３３３があらかじめ設定し
た閾値を越えたがどうかを調べる（ステップ５３２）。

閾値を越えていない場合には、キャッシュ組込処理は行
わず、ステップ５３０の処理に戻る。

閾値を越えた場合には、キャッシュ組込要求があるか否
かを調べ（ステップ５３３）、要求がある場合には、第
２図のステップ５２０〜５２９で述べたキャッシュ組込
処理を行う（ステップ５３４）。

そして、キャッシュ組込処理（ステップ５３４）を抜け
たあとで、タイマ３３３をリセットしくステップ５３５
）、ステップ５３０の処理に戻る。

本実施例によれば、タイムアツプの閾値を比較的大きく
しておくと、キャッシュ組込処理の起動間隔が長くなる
ため、ホストコンピュータ１からの処理要求を待たせる
可能性を小さくすることができる。また閾値を小さくす
れば、ホストコンピュータからの処理要求を待たせる確
立は高くなるものの、キャッシュ組込処理の開始から完
了までの時間を短くすることができる。このように、タ
イムアツプの閾値を変えることで、キャッシュ組込処理
を柔軟に制御できる。

尚、第２の実施例では、ソフトタイマを用いる方法につ
いて述べたが、ハードタイマを使用する方法も考えられ
る。その場合には、ステップ５３１．５５３の処理は不
要で、その代りに、タイマ値が閾値を越えたときに、割
込みが発生するようにする。その割込みを検知したとき
に、ステップ５３３以下の処理に入るようにすれば良い
。勿論、通常のオンライン処理を行っている最中は、割
込みマスクをかける必要がある。

ところで、以上述べてきた実施例では、ディスク制御装
置２内にプロセッサが１台の場合について説明したが、
複数のプロセッサを有するディスク制御装置でも本発明
を実現できる。以下、このような場合についての説明を
行う。

第５図は、第３の実施例の構成を示すブロック図である
。

その構成は、基本的には、第１図の構成と同様である。

ディスク制御装置２２２内には、キャッシュ制御テーブ
ル２４５を共通メモリ内に配し、また、プロセッサ２２
，２４２間の排他をするためのロック２５４を用意する
。このロック２５４は、キャッシュ・イニシャライズ単
位ごとに用意されており、対応する部分のイニシャライ
ズを開始する時にロックを取得し、終了したときに開放
する。これにより、複数のプロセッサ２２，２４２が、
同一部分のイニシャライズを行うことを避ける。各プロ
セッサ２２，２４２は、ロックの取得・開放を行いなが
ら、前記第１の実施例で説明した処理を並行して行う。

これにより、ホストコンピュータ１からの処理要求が比
較的少ない暇なプロセッサ（２２または２４２）がキャ
ッシュ組込処理を多く行えるようになるので、プロセッ
サ間の負荷を分散できる。

次に、上記第３の実施例を利用した計算機システムのオ
ンライン中のキャッシュ保守方法について説明する。

第６図は、第５図の計算機システムにおけるキャッシュ
保守の処理動作を示すフローチャートである。

保守員は、サービスプロセッサ４を介してディスク制御
装置２２２へ要求を出す。

まず、キャッシュ２３の使用禁止要求を出す（ステップ
６００）。

ディスク制御装置２２２では、これを受諾するとキャッ
シュステータス２５１をＯ′に落しくステップ６１０）
、キャッシュ２３の使用禁止を設定する。この処理によ
り、これ以降、ディスク制御装置２２２では、キャッシ
ュ２３を使用しないで、アクセス処理を行う。

ここで、第５図において、ディスク制御装置２２２は、
プロセッサを複数有するので（２２，２４２）、キャッ
シュ・ステータス２５１をＯ′に落す前にキャッシュア
クセスを開始していた他のプロセッサの処理終了まで待
ち、キャッシュ２３を使用中のプロセッサが無いことを
確認する（ステップ６２０）。これは、キャッシュ使用
中フラグ２５５を用いて調べる。キャッシュ使用中フラ
グ２５５は、プロセッサ当たり１ｂｉｔのフラグで、各
プロセッサが、キャッシュ使用開始前に１′　を立て、
キャッシュ使用終了後にＯ′に落す。このフラグが全プ
ロセッサに対してＯ′であることを確認した時点で、サ
ービスプロセッサ４に対してキャッシュ閉鎖完了の報告
を行う。

保守員は、その完了報告を受は取ると、キャッシュ２３
の電源を落して、キャッシュ２３を交換することができ
る（ステップ６３０）。そして、交換が済んだ段階で、
保守員は、キャッシュ２３の電源を入れ、サービスプロ
セッサ４を介して、ディスク制御装置２２２にキャッシ
ュ組込要求を出す（ステップ６４０）。

ディスク制御装置２２２では、これを受諾すると、キャ
ッシュ組込要求フラグ２５２を゛】′にセットしくステ
ップ６５０）、サービスプロセッサ４に対して、要求受
諾を報告する。この処理終了後、ディスク制御装置２２
２とサービスプロセッサ４との接続を断つ。

この後、ディスク制御装置２２２内部で、先に述べたキ
ャッシュ組込処理が行われる。そして、ディスク制御装
置２２２は、キャッシュ２３の全面イニシャライズが終
了した時には、サービスプロセッサ４に組込処理完了報
告を行う。また、障害が発生して、イニシャライズが失
敗に終わった時には、組込処理失敗報告を行う。

従って、保守員は、キャッシュ組込み要求受諾の報告を
受けた後は、組込完了報告、または、組込処理失敗報告
が来るのを待てば良い。勿論１組込が完了した場合には
、先の実施例で述べたように、自動的に、キャッシュ２
３が使用されるようになる。

上記説明においては、複数のプロセッサを使用したディ
スク制御装置２２２に関して行ったが、第１および第２
の実施例等の単数のプロセッサによる制御を行う計算機
システムにおいても同様のオンライン中のキャッシュ保
守方法が実現できる。

その場合には、上記ステップ６１０と６２０を必要とせ
ず、ステップ６００のキャッシュの使用禁止要求後すぐ
にキャッシュの交換（ステップ６３０）に移る。

このように、これら第１〜第３の実施例によれば、オン
ライン中に保守員が介入して、キャッシュ２３の保守作
業を行うことができる。

尚、サービスプロセッサ４を使用せずに、ホストコンピ
ュータｌからのキャッシュ組込処理要求を利用して、第
６図で説明した手順で、オンライン中の保守作業を実現
することも可能である。

次に、キャッシュ障害の場合におけるキャッシュの自動
閉鎖／復旧制御方法について説明する。

第７図は、第５図におけるプロセッサを、さらに、４台
（■、■、ＩＩＩ、　ＩＶ）にした場合の計算機システ
ムのキャッシュ制御テーブル３２５の内部構成を示すブ
ロック図である。

第５図において説明したキャッシュ・ステータス２５１
、キャッシュ組込要求フラグ２５２、キャッシュ・イニ
シャライズ管理テーブル２５３、ロック２５４、キャッ
シュ使用中フラグ２５５の他に、キャッシュアクセス可
否フラグ２５６、キャッシュデータ管理部更新中フラグ
２５７がら構成される。

キャッシュアクセス可否フラグ２５６は、プロセッサ当
たりＩｂ１ｔのフラグで、各プロセッサがキャッシュを
アクセスできるか否かを表す。

ＩＩＩ　でアクセス可、　Ｉ　Ｏ＋　でアクセス不可を
示す。

キャッシュデータ管理部更新中フラグ２５７は、図示さ
れていないキャッシュ内データ管理部が更新されている
最中か否かを表すフラグで、プロセッサ（■、■、用、
■）がキャッシュ内データ管理部を更新する直前に１″
　を立て、更新終了後１０１　に落す。

第８図は、第７図のキャッシュテーブルを持つ計算機シ
ステムにおいて、キャッシュアクセス最中に障害が発生
したときの処理手順を示すフローチャートである。

まず、障害要因が、恒久的なハード障害かどうかを調べ
る（ステップ７００）。恒久的なハード障害である場合
には、次に、それがキャッシュ本体の障害かどうかを調
べる（ステップ７１ｏ）。

キャッシュ本体のハード障害である場合には、キャッシ
ュ使用を継続することは不可能なので、キャッシュ・ス
テータス２５１を′Ｏ″にＪノセットしくステップ７８
０）、エラー報告を行い（ステップ７９０）、障害処理
を終了する。

ステップ７１０において、キャッシュ本体以外のハード
障害である場合には、すなわち、プロセッサ（Ｉ〜■）
とキャッシュ間のアクセスパス障害であるので、まず、
キャッシュアクセス可否フラグ２５６の対応ｂｉｔをＩ
　Ｏ＋　にリセットして、このプロセッサのキャッシュ
使用を禁止する（ステップ７２０）。そして、キャッシ
ュ使用禁止となったプロセッサ数、すなわち、キャッシ
ュアクセス可否フラグ２５６のＩ　Ｏ＋　の数が閾値を
越えたか否かを調べる（ステップ７３０）。閾値を越え
ていれば、キャッシュ・ステータス２５１をＯ″にリセ
ットしくステップ７８０）、エラー報告を行い（ステッ
プ７９０）、障害処理を終了する。

閾値を越えていない場合、あるいは、ステップ７００に
おいて恒久的なハード障害でない場合、例えば、電源が
一時的にオフになったり、プロセッサ障害が発生した等
の障害の場合には、キャッシュデータ管理部更新中フラ
グ２５７をチエツクして、障害が発生した時にキャッシ
ュ内データの管理情報を更新中であったかどうかを調べ
る（ステップ７４０）。

キャッシュデータ管理部更新中フラグ２５７がＯ″であ
る場合には、すなわち、キャッシュ内データの管理情報
を読み込み中であったか、あるいは、キャッシュ内デー
タの読み書き中であり、キャッシュの内容は破壊されて
いないので、同一パス、あるいは、別プロセッサのバス
を用いて、再度トライ可能である。そのため、エラー報
告を行い（ステップ７９０）、障害処理を終了する。

キャッシュデータ管理部更新中フラグ２５７が′１′で
ある場合には、すなわち、キャッシュ内データの管理情
報を更新中の場合には、キャッシュの内容が破壊されて
いる可能性があるため、引き続きキャッシュを使用する
ことは不可能であるが、キャッシュ本体のハードウェア
には障害がないので、キャッシュをイニシャライズすれ
ば、再び使用可能となる。

そこで、まず、キャッシュ・ステータス２５１をｉ　０
　＋　にリセットしくステップ７５０）、キャッシュの
使用を禁止する。次に、キャッシュ・ステータスを′０
′に落す前に、キャッシュアクセスを開始していたプロ
セッサが処理を終えるまで待ち、キャッシュ使用中フラ
グ２５５をチエツクし、キャッシュを使用中のプロセッ
サがないことを確認する（ステップ７６０）。そして、
確認を終えた時点で、次に、キャッシュ組込要求フラグ
２５２をＩＩ＋　にセットする（ステップ７７０）。そ
して、エラー報告を行い（ステップ７９０）、障害処理
は終了する。

以下、第２図で説明したキャッシュ組込制御が行われ、
キャッシュの全面イニシャライズが終了すると、キャッ
シュ・ステータスが′１′にセットされて、キャッシュ
の使用が再開される。

このように、本実施例によれば、障害発生の結果、キャ
ッシュ内データの内容が破壊されてキャッシュ使用継続
が不可能になった場合でも、ハード的に障害がなければ
、−時的にキャッシュの使用を禁止して、その間にイニ
シャライズを行って、再び、キャッシュ使用可能にでき
るので、キャッシュの速やかな復帰が可能となる。

〔発明の効果〕

本発明によれば、ディスク入出力処理を妨げずに、キャ
ッシュのイニシャライズ処理ができ、オンライン中のキ
ャッシュの保守作業を可能とし、かつ、キャッシュの内
容が保証できないような障害が発生しても、キャッシュ
本体のハードが正常である場合には、オンライン中に、
自動的にキャッシュを使用可能に復旧し、キャッシュ付
ディスク制御装置の稼働率を高め、計算機システムの処
理効率を向上することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を施した第１の実施例の計算機システム
の構成を示すブロック図、第２図は第１図におけるプロ
セッサの処理動作を示すフローチャート、第３図は本発
明を施した第２の実施例の計算機システムの構成を示す
ブロック図、第４図は第３図におけるプロセッサの処理
動作を示すフローチャート、第５図は本発明を施した第
３の実施例の計算機システムの構成を示すブロック図、
第６図は第４図の計算機システムにおけるキャッシュ保
守の処理動作を示すフローチャート、第７図は本発明を
施した第４の実施例の計算機システムのキャッシュ制御
テーブルの内部構成を示すブロック図、第８図は第７図
の計算機システムにおけるキャッシュアクセス最中に障
害が発生したときの処理手順を示すフローチャートであ
る。 １：ホストコンピュータ、２：ディスク制御装置、３：
ディスク、４：サービスプロセッサ、５：ディスクサブ
システム、２１：チャンネルスイッチ、２２：プロセッ
サ、２３：キャッシュ、２４：レジスタ、２５：キャッ
シュ制御テーブル、２２２：ディスク制御装置、２４１
　：Ｒｕｎレジスタ。 ２４２：Ｗａｉｔレジスタ、２４３：Ｂｕｓｙレジスタ
、２５１：キャッシュ・ステータス、２５２：キャッシ
ュ組込要求フラグ、２５３；キャッシュ・イニシャライ
ズ管理テーブル、２５４：ロック。 ２５５：キャッシュ使用中フラグ、２５６：キャッシュ
アクセス可否フラグ、２５７：キャッシュデータ管理部
更新中フラグ、３２５：キャッシュ制御テーブル、３３
３：タイマ。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、ホストコンピュータとディスク装置のあいだのデー
   タ転送を制御する複数のストレージパスと、該ストレー
   ジパスから読み出し・書き込み可能なキャッシュを有す
   るディスク制御装置において、上記キャッシュを複数の
   部分に分割して管理するキャッシュ制御手段を用い、上
   記キャッシュの不使用の状態で稼働している際の上記ホ
   ストコンピュータからのキャッシュ組込要求に対して、
   上記キャッシュのイニシャライズを複数の部分に分割し
   て行い、かつ、上記ディスクに対する入出力処理の空き
   時間に繰返し行うことにより、キャッシュの全面イニシ
   ャライズをオンライン中に行い、該全面イニシャライズ
   の完了した段階で、キャッシュ使用を開始することを特
   徴とするディスク制御装置のキャッシュ組込制御方法。 ２、上記キャッシュの分割単位は、上記ディスク制御装
   置が上記ホストコンピュータからの入出力処理要求を待
   たせておける時間より短い時間でイニシャライズを終了
   する分割単位であることを特徴とする請求項１に記載の
   ディスク制御装置のキャッシュ組込制御方法。 ３、上記キャッシュの分割イニシャライズは、イニシャ
   ライズされていない部分を１つ取り出して、該イニシャ
   ライズされていない部分のイニシャライズを行い、該イ
   ニシャライズの完了時点で、イニシャライズ処理を一時
   中断し、上記ディスクに対する入出力処理の有無を確認
   し、該ディスクに対する入出力処理の無い場合には、次
   のイニシャライズされていない部分を１つ取り出して、
   該イニシャライズされていない部分のイニシャライズを
   行うことを特徴とする請求項１に記載のディスク制御装
   置のキャッシュ組込制御方法。 ４、上記ディスク制御装置にタイマを施し、該タイマに
   よりカウントされた一定時間経過ごとに、上記ホストコ
   ンピュータからの上記ディスクに対する入出力処理要求
   の有無を調べ、該入出力要求がないことを確認の上、上
   記キャッシュの分割イニシャライズ処理を行うことを特
   徴とする請求項１に記載のディスク制御装置のキャッシ
   ュ組込制御方法。 ５、上記ディスク制御装置は、複数のストレージパスと
   、該ストレージパスの制御を行う一台以上のプロセッサ
   を有し、上記キャッシュ不使用の状態で稼働している際
   のキャッシュ組込要求に対して、上記ディスクの入出力
   処理を行っていない上記プロセッサの任意の１つが、上
   記キャッシュの分割イニシャライズを行うことを特徴と
   する請求項１に記載のディスク制御装置のキャッシュ組
   込制御方法。 ６、請求項１〜５に記載のいずれか１つのキャッシュ組
   込制御方法において、上記キャッシュの分割イニシャラ
   イズを行うディスク制御装置は、サービスプロセッサに
   接続され、かつ、該サービスプロセッサを介しての、保
   守員による上記キャッシュメモリの障害修復後の上記キ
   ャッシュ組込要求に対して、該キャッシュ組込要求を記
   憶し、さらに、上記サービスプロセッサに該キャッシュ
   組込要求の受諾を返し、そして、オンライン中に上記キ
   ャッシュの分割イニシャライズを行い、該分割イニシャ
   ライズおよび上記キャッシュ組込の完了、あるいは、障
   害発生による上記キャッシュ組込の失敗を、上記サービ
   スプロセッサへ通知し、上記キャッシュの保守制御を行
   うことを特徴とするディスク制御装置のキャッシュ組込
   制御方法。 ７、請求項１〜５に記載のいずれか１つのキャッシュ組
   込制御方法において、上記キャッシュの分割イニシャラ
   イズを行うディスク制御装置は、上記キャッシュへのア
   クセス中に障害が発生したときに、上記キャッシュ本体
   のハード障害か否かを判別する障害内容判別手段と、上
   記キャッシュ上データの管理情報を更新中であったか否
   かを判別するキャッシュデータ管理更新判別手段を有し
   、上記キャッシュ本体のハードウェアは正常であり、か
   つ、上記キャッシュ上データの管理情報を更新中であっ
   た障害に対しては、上記ディスク制御装置側で一時的に
   上記キャッシュの使用を禁止し、上記ディスク制御装置
   内の上記全プロセッサが上記キャッシュの使用を中止し
   たことを確認した後、上記キャッシュを分割してイニシ
   ャライズし、再び、上記キャッシュを使用可能にし、上
   記キャッシュの自動閉鎖・復旧制御を行うことを特徴と
   するディスク制御装置のキャッシュ組込制御方法。