JPH04142639A - 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、ライトバック動作におけるオーバヘッドを削
減することができ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、主記憶装置とディスク装置
との間に設けられたキャッシュメモリ装置である９この
装置に用いられるキャッシュメモリは、半導体メモリ等
から成り、ディスク装置に格納されたデータを予め読み
出しておく。これにより、ディスク装置へのアクセス時
間の短縮を図っている。

第２図は、ライトバック方式のディスクキャッシュ装置
の構成を示す図である。第２図（ａ）は、全体構成図で
あり、第２図（ｂ）は、キャッシュエントリテーブルの
詳細構成図である。

図示のように、ディスクキャッシュ装置２１は、ディス
ク装置２６と、主記憶装置２７との間に接続されている
。

ディスクキャッシュ装置２１は、ディスクキャッシュ制
御部２２と、キャッシュエントリテーブル２３と、キャ
ッシュメモリ２４と、ライトバッファ２５とから成る。

ディスクキャッシュ制御部２２は、プロセッサ等から成
り、各部の動作を制御する。

キャッシュエントリテーブル２３は、ランダム・アクセ
ス・メモリから成る。このキャッシュエントリテーブル
２３は、エントリ番号３１と、有効フラグ３２と、リン
クポインタ３３と、ディスクアドレス３４と、ライトフ
ラグ３５とにより構成されている。

キャッシュメモリ２４には、ディスク装置２６に格納さ
れているデータの一部の写し、又はＣＰＵ２８により更
新され、未だディスク装置２６にライトバックされてい
ないデータが記憶されている。このデータの記憶単位を
ブロックと呼ぶ。ブロックの大きさは、ディスク装置２
６のアクセス単位であるレコードの整数倍である。

次に、ＣＰＵ２８からのリード要求をライトバック方式
のディスクキャッシュ装置２１が受付けたときの動作の
一例を説明する。

ディスクキャッシュ制御部２２は、キャッシュエントリ
テーブル２３を検索し、リードアクセスレコードがキャ
ッシュメモリ２４上に存在するか否かを調べる。存在す
る場合は、キャッシュメモリ２４上から目的のレコード
を主記憶装置２７に転送する。これにより、ＣＰＵ２８
からのリード要求に迅速に応答することができる。この
ように、リードアクセスレコードがキャッシュメモリ２
４上に存在することをリードヒツトという。

一方、リードアクセスレコードがキャッシュメモリ２４
上に存在しない場合は、ディスク装置２６上から目的の
レコードを主記憶装置２７に転送する。これによって、
ＣＰＵ２８のリード要求に応答する。このように、リー
ドアクセスレコードがキャッシュメモリ２４上に存在し
ないことをリードミスヒツトという、このとき、当該レ
コードを主記憶装置２７に転送する。これとともに、そ
のレコードを含むブロックをディスク装置２６上から読
み取り、キャッシュエントリテーブル２３上にステージ
ングし、当該ブロックをキャッシュメモリ２４上にも転
送しなければならない。

次に、ＣＰＯ２８からのライト要求をライトバック方式
のディスクキャッシュ装置２１が受は付けたときの動作
の一例を説明する。

ディスクキャッシュ制御部２２は、キャッシュエントリ
テーブル２３を検索し、ライトアクセスレコードがキャ
ッシュメモリ２４上に存在するか否かを調べる。存在す
る場合は、キャッシュメモリ２４上の目的のレコードに
主記憶装置２７から転送された転送データを書き込む。

これにより、ＣＰＵ２８からのライト要求に応答する。

このように、ライトアクセスレコードがキャッシュメモ
リ２４上に存在することをライトヒツトという。

このとき、当該レコードを含むブロックに対するキャッ
シュエントリテーブル２３のライトフラグを“１”にセ
ットする。これによって、当該ブロックにデータの更新
が発生したことを示す。

ライトアクセスレコードがキャッシュメモリ２４上に存
在しない場合は、ライトバッファ２５に主記憶装置２７
から転送されたデータを書き込む、これにより、ＣＰＵ
２８のライト要求に応答する。このように、ライトアク
セスレコードがキャッシュメモリ２４上に存在しないこ
とをライトミスヒツトという、尚、ライトバッファ２５
に書き込まれたデータは、所定時にディスク装置２６に
格納される。

ところで、前述のリードミスヒツト時のキャッシュエン
トリテーブル２３のステージングの際、ステージングの
ための空きブロックがない場合がある。このような場合
、登録されているブロックの中から、優先順位の低いブ
ロックをデステージングしなければならない。このデス
テージングは、キャッシュエントリテーブル２３のリン
クポインタ３３を変更することにより行なう。

このデステージングの際、デステージングの対象となる
キャッシュエントリテーブル２３中のライトフラグ３５
が“１”の場合は、当該ブロック内のデータが更新され
ていることを意味する。

従って、当該ブロックのデータのすべてをディスク装置
２６に書き戻す動作が必要となる。この動作をライトバ
ック動作という、このような状態が発生すると、ＣＰＵ
２８からの１回のリード要求に対して、２回ものディス
クアクセスが発生してしまう、即ち、１回目のアクセス
は、デステージングの際のライトバック動作によるライ
トアクセスであり、２回目のアクセスは、リード要求に
よるリードアクセスである。上記のようなオーバヘッド
を防ぐために、ディスクキャッシュ装置２１は、空き時
間を利用してキャッシュエントリテーブル２３のライト
フラグが“１”であるブロックをディスク装置２６に書
き戻すライトバック動作を行なっている。ライトバック
動作が終了すると、当該ブロックとディスク装置６の内
容が同一になるため、当該キャッシュエントリテーブル
２３中のライトフラグは“Ｏ”にリセットされる。キャ
ッシュエントリテーブル２３がこの状態であれば、デス
テージングの対象となっても、ライトバック動作が必要
でなくなる。

（発明が解決しようとする課題） しかしながら、上述した従来の技術には、次のような問
題点があった。

即ち、前述した従来のライトバック動作では、ライトバ
ック対象のブロック中のたった１つのレコードだけが更
新されても、当該ブロックのすべてをディスク装置２６
へ書き戻さなければならない。これは、ブロックが複数
のレコードで構成されているからである。つまり、ライ
トバックの際は、キャッシュメモリ４上のレコードデー
タとディスク装置６上のレコードデータが同一であって
も、キャッシュエントリブロックのすべてをディスク装
置６へ書き戻さなければならないことが多い。

また、ディスクキャッシュ装置２１は、空き時間を利用
してキャッシュメモリ２４上のブロックをディスク装置
２６に書き戻すライトバック動作を行なっているが、こ
の期間中にもＣＰＵ２８は、リード要求及びライト要求
などをディスクキャッシュ装置２１に発行する可能性が
高い。これらの要求は、ライトバック動作の終了を待た
なければならない。従って、ライトバック動作は、極力
短くする必要がある。

本発明は以上の点に着目してなされたもので、キャッシ
ュメモリ上のブロックをディスク装置に書き戻すライト
バック動作の際、データ転送量をできる限り減らすこと
により、ライトバック動作時間を短縮し、ライトバック
動作と競合したＣＰＵからの要求に対しても迅速な応答
ができるように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、キャッシュメモリ
に格納されるデータを登録するキャッシュエントリテー
ブルと、当該キャッシュエントリテーブルに、キャッシ
ュメモリ上で更新が発生したレコードの範囲を記憶する
キャッシュエントリテーブル更新手段と、当該更新され
たレコードを含むブロックをディスク装置に書き戻すと
きに極力最小のレコード群を選択するライトバック処理
手段とを備えたことを特徴とするものである。

（作用） 本発明のディスクキャッシュ装置においては、キャッシ
ュメモリ上で更新が発生した場合に更新が発生したレコ
ードの範囲が記憶される。そして、キャッシュメモリ上
のデータがディスク装置に書き戻されるときは、極力最
小のレコード群のみが書き戻される。これにより、ライ
トバック時間が短縮され、ＣＰＵの処理能力の向上を図
ることができる。

（実施例） 第１図は、本発明のディスクキャッシュ装置の一実施例
の構成図である。第１図（ａ）は、全体構成図であり、
第１図（ｂ）は、キャッシュエントリテーブルの詳細構
成図である。

図において、ディスクキャッシュ装置１は、ディスクキ
ャッシュ制御を行なうものであって、ディスク装置８と
主記憶装置９との間に設けられている。

このディスクキャッシュ装置１は、ディスクキャッシュ
制御部２と、キャッシュエントリテーブル更新手段３と
、ライトバック処理手段４と、キャッシュエントリテー
ブル５と、キャッシュメモリ６とにより構成されている
。

ディスクキャッシュ制御部２は、ＣＰＵ１０からの要求
を解析したり、主記憶装置９へのデータ転送を司るもの
である。

キャッシュエントリテーブル更新手段３は、ライトイベ
ントが発生したときに、アクセスレコードがキャッシュ
エントリテーブル５上に登録されているかを検索する。

また、キャッシュエントリテーブル更新手段３は、アク
セスレコードが登録されていた場合、キャッシュエント
リテーブル５の更新を制御する。

ライトバック処理手段４は、ライトバックイベントが発
生したときにライトバック対象となるキャッシュメモリ
６上のブロック中のどこからどこまでのレコードをディ
スク装置８に格納するかを制御するものである。

キャッシュエントリテーブル５は、キャッシュメモリ６
に格納したアクセスレコードを読み出すため、また更新
するためのアドレス情報をブロック単位に登録したもの
である。即ち、キャッシュエントリテーブル５は、エン
トリ番号５１と、有効フラグ５２と、リンクポインタ５
３と、ディスクアドレス５４と、ライトフラグ５５と、
第ルコード番号５６と、最終レコード番号５７とにより
構成されている。

エントリ番号５１は、キャッシュエントリテーブル５上
での登録番号を示すとともに、当該登録に対応するキャ
ッシュエントリブロックが格納されているキャッシュメ
モリ６上のアドレスを示す。このエントリ番号５１は、
例えば、キャッシュエントリテーブル５を格納している
記憶素子のアドレスであってもよい。

有効フラグ５２は、当該キャッシュメモリ６上のブロッ
クが有効であるか空きブロックであるかを表わすフラグ
である。

リンクポインタ５３は、デステージング対象のブロック
の優先順位を表わすものである。

ディスクアドレス５４は、当該キャッシュメモリ６上の
ブロックのディスク装置８上でのレコードアドレスを表
わしている。

ライトフラグ５５は、キャッシュメモリ６上のブロック
中のデータが更新されたか否かを表わすフラグである。

第ルコード番号５６、及び最終レコード番号５７は、当
該キャッシュメモリ６上のブロック中で更新されたレコ
ードの範囲を表わす。

キャッシュメモリ６は、ディスク装置８から読み出した
データや、ディスク装置８に書き込むデータを格納する
ものである。

ライトバッファ７は、ディスク装置８へ書き込むデ・−
夕を一時的に格納するものである。

ディスク装置８は、レコードを格納するものである。

主記憶袋ｆｌｉ９は、１ノコードやプログラムなどを格
納するものである。

ＣＰＵ　１０は、各種制御やデータ処理を行なうもので
ある。

本発明は、第１図に示すように、キャッシュエントリテ
ーブル５中に、ライトフラグ５５、第ルコード番号５６
、及び最終レコード番号５７を設ける。そして、キャッ
シュメモリ６上のブロックをライトバックする際に、ラ
イトバック処理手段４が、キャッシュエントリテーブル
更新手段３により設定された各種の情報をもとに、極力
最小のレコード群のみをディスク装置８ヘライトバツク
する。即ち、ライトバック処理手段４は、ライトフラグ
５５、第ルコート５６、最終レコード５７の各情報をも
とに、キャッシュメモリ６上のブロックのうち、ディス
ク装置８ヘライトバツクしなければならないレコード（
キャッシュメモリ６上にて更新されたレコード）を含む
一連のレコード群のみをディスク装置８ヘライトバック
する。

このため、キャッシュメモリ６上のブロック中でライト
バックされる必要のないレコード（キャッシュメモリ６
上にて更新されていないレコード）をライトバックする
可能性が減ったため、ライトバック時のデータ転送時間
が極度に減少する。

次に、第１図、第３図及び第４図を参照して本発明の一
実施例の動作を説明する。

まず、第３図を用いて、キャッシュエントリテーブル更
新手段３の動作を説明する。

尚、ここで示した動作は、ＣＰＵｌ０からのライトイベ
ントが複数のブロックにまたがらない場合を想定した動
作である。また、１つのブロックは、数個のレコードで
構成されているとする。ブロックとは、キャッシュエン
トリテーブル５上での管理単位で、レコードとは、ディ
スク装置８の最小アクセス即位である。

ＣＰＵｌ０がディスクキャッシュ装置１に対してライト
要求を発行したときに、ディスクキャッシュ装置１でラ
イトイベントが発生し、キャッシュエントリテーブル更
新手段３が起動される。

まず、ＣＰＵ　１０からライト要求されたアクセスレコ
ードを含むブロックがキャッシュエントリテーブル５上
に登録されているか否かを検索する（ステップＳｌ）。

当該ブロックがキャッシュエントリテーブル５上に登録
されていた場合（ヒツトしていた場合）、当該ブロック
のエントリ番号Ｂｓを求める（ステップＳ２）。そして
、これとともに最初のアクセスし・・ツー　ドが当該ブ
（Ｊツク内のどこに位置するかを示すブロック内箱１Ｌ
／コード番号Ｒｓを求める（ステップＳ３）。また、Ｃ
ＰＵ１’Ｏより与えられたアクセス長から最後のアクセ
スレコードが当該ブロック内のどこに位置するかを示す
ブロック内最終レコード番号Ｒｅを求める（ステップＳ
４）。

次に、エントリ番号Ｂ　Ｓのキャッシュエントリテーブ
ル５中のライトフラグ５５のチエツクを行なう（ステッ
プＳ５）。

ステップＳ５の結果、ライトフラグＷ＝０であることは
、当該ライトイベントが、エントリ番号Ｂｓのキャッシ
ュエントリブロックに対する始めてのライトイベントで
あることを意味する。従って、このとき、キャッシュエ
ントリテーブル更新手段３は、エントリ番号Ｂｓに対応
したキャッシュエントリテーブル５中のライトフラグＷ
を１にセットしくステップ５１２）、第ルツード番号Ｐ
Ｒを今回のライトイベントでのブロック内箱ルコード番
号Ｒｓにセットしくステツー。

５１３）、最終レコード番号ＬＲを今回のライトイベン
トでのブロック内最終レコード番号Ｒｅにセットする（
ステップ５１４）。その後、ステップＳＩＯへ進む。

ステップＳ５の結果、ライト・フラグＷ＝１であること
は、当該ライトイベントが、エントリ番号Ｂｓのブロッ
クに対しての２回目以降のライＩ・イベントであること
を意味する。従って、このとき、キャッシュエントリテ
ーブル更新手段３は、エントリ番号Ｂｓのキャッシュエ
ントリテーブル５中の第ルツード番号ＦＲ（以前のライ
トイベントでのブロック内箱ルコード番号）と今回のラ
イトイベントでのブロック内箱ルコード番号Ｒｓとの比
較を行ない（ステップ５６）Ｒｓ＜ＦＲの場合は、エン
トリ番号Ｂｓのキャッシュエントリテーブル５中の第ル
ツード番号ＦＲにＲｓをセットする（ステップＳ７）。

方、Ｒｓ≧ＦＲの場合は、そのままステップｓ８へ進む
。

次に、キャッシュエントリテーブル更新手段３は、エン
トリ番号Ｂｓのキャッシュエントリテーブル中の最終レ
コードＬＲ（以前のライトイベントでのブロック内最終
レコード番号）と今回のライトイベントでのブロック内
最終レコード番号Ｒｅとの比較を行ない（ステップ５６
）ＬＲ＜Ｒｅの場合は、エントリ番号Ｂｓのキャッシュ
エントリテーブル５中の最終レコード番号Ｌ　ＲにＲｅ
をセットする。ＬＲ≧Ｒｅの場合は、そのままステップ
ＳＩＯへ進む。

このように、ステップＳ５〜Ｓ９、Ｓ１２〜Ｓ１４では
、ライトバックイベント発生時にライトバックしなけれ
ばならないキャッシュエントリブロック内のレコードの
範囲を示すキャッシュエントリテーブル５の更新を行な
っている。

上記の更新が終了したならば、主記憶装置９から送られ
てくるデータを、キャッシュメモリ６上に格納されてい
る当該ブロックのブロック内箱ルコード番号ＰＲのレコ
ードから順に書き込む（ステップ５ｉｏ）。

キャッシュメモリ６のデータ更新が終了したら、ＣＰＵ
ｌ０へライト要求の終了報告を行なう（ステップ５ｌｌ
）。

また、ステップＳ１にてミスヒツトを検出した場合は、
主記憶装置９から送られてくるデータをライトバッファ
７に書き込む（ステップ５１５）。

ライトバッファ７のデータ更新が終了したら、ＣＰＵｌ
０ヘライト要求の終了報告を行なう（ステップ５１１）
。

尚、ライトバッファ７のデータは、所定時にディスク装
置８上へ格納される。

次に、第４図を用いて、ライトバック処理手段４の動作
を説明する。

ディスクキャッシュ装置１は、空き時間を利用１６．て
キャッシュエントリテーブル５中のライトフラグが“１
”　（当該キャッシュエントリテーブル５中にデータの
更新が発生したことを意味する。）のブロックをディス
ク装置８へ書き戻すライトバック動作を行なう。このと
き、ライトバックイベントが発生する。ライトバックイ
ベントが発生すると、ライトバック処理手段４が起動さ
れる。

まず、当該キャッシュエントリテーブル中のディスクア
ドレスの第ルツード番号ＦＲ及び最終レコード番号ＬＲ
からディスク装置８に対して、ライトバック動作をする
ディスク装置８上のライトバック開始ディスクアドレス
（レコード番号）及びライトバックレコード長を算出す
る（ステップ５２１）。

次に、ディスク装置８に対して、ライト指示をする（ス
テップ５２２）。

そして、ディスク装置８のライト動作終了待ちをする（
ステップ５２３）。

更に、当該キャッシュエントリテーブルの更新、即ちラ
イトフラグのリセットを行なう（ステップ５２４）。

（発明の効果） 以上説明したように、本発明のディスクキャッシュ装置
によれば、ライトフラグ、第ルコード番号、最終レコー
ド番号の情報をもとに、キャッシュエントリブロックの
うち、ディスク装置ヘライトバックしなければならない
レコードを含む極力最小のレコード群のみをディスク装
置へライトバックするようにしたので、次のような効果
がある。

即ち、キャッシュメモリ上のブロック中でライトバック
される必要のないレコード、つまり、キャッシュメモリ
上にて更新されていないレコードをライトバックする可
能性が減ったため、ライトバック時のデータ転送量及び
転送時間を極度に減少させることができる。従って、ラ
イトバック動作と競合したＣＰＵからの要求に対しても
迅速な応答が行なわれるようにすることができる。

【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一実施例の
構成図、第２図は従来のディスクキャッシュ装置の構成
図、第３図はキャッシュエントリテーブル更新手段の動
作を説明するフローチャート、第４図はライトバック処
理手段の動作を説明するフローチャートである。 １・・・ディスクキャッシュ装置、 ２・・・ディスクキャッシュ制御部、 ３・・・キャッシュエントリテーブル更新手段、４・・
・ライトバック処理手段、 ５・・・キャッシュエントリテーブル、６・・・キャッ
シュメモリ、７・・・ライトバッファ、８・・・ディス
ク装置、９・・・主記憶装置、１０・・・ｃｐｕ。 特許出願人　沖電気工業株式会社

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 キャッシュメモリに格納されるデータを登録するキャッ
   シュエントリテーブルと、 当該キャッシュエントリテーブルに、キャッシュメモリ
   上で更新が発生したレコードの範囲を記憶するキャッシ
   ュエントリテーブル更新手段と、 当該更新されたレコードを含むブロックをディスク装置
   に書き戻すときに極力最小のレコード群を選択するライ
   トバック処理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。