JPH06208509A - ディスクキャッシュ制御装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 実機にした場合にアクセス速度に差が生じな
い仮想ディスクのディスクキャッシュ制御装置を提供す
る。 【構成】 検出手段２は、仮想計算機起動時等に、実デ
ィスクのＤＩＲ、ＦＡＴ等を確認し、仮想ディスクの各
データブロック中、夫々を構成する実際のディスクのデ
ータブロックが連続していないものを検出する。キャッ
シュ入出力手段１３は、このようなデータブロックにつ
いて、実際のデータブロックが連続したものから成るも
のよりキャッシュへの保持度合いが高くなるよう優遇し
た扱いをする。例えば、通常なら１０回アクセス無しで
追出しとなるところを、３０回アクセス無しで初めて追
出し対象としたり、或いはキャッシュからの追出しをし
ないようにする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はディスクキャッシュ制御
装置に関し、詳しくはホスト計算機のディスク装置上に
設定された仮想ディスク装置のディスクキャッシュ制御
装置に関する。なお読み易くする為、「ホスト計算機の
ディスク装置」は「実ディスク」、「仮想ディスク装置
イメージファイル」は「イメージファイル」というよう
に、各構成は必要に応じ略して称す。略称は名称の後に
括弧書きで示し、以後適宜それを使用する。

【０００２】

【従来の技術】従来、ディスク装置を疑似的に高速動作
させる技術としてディスクキャッシュが用いられてき
た。この技術では、ディスク装置のデータ中、最近入出
力されたものを高速メモリで構成されるディスクキャッ
シュに保持し、このデータに対し入出力を行なう。これ
により疑似的にディスク装置の入出力時間が短縮され、
高速なディスクアクセスが実現される。ディスクキャッ
シュに使用される高速メモリは単価が高い。この為、デ
ィスクキャッシュの容量はディスク装置の容量に比して
通常かなり小さくされている。従ってその効用を十分発
揮させるには、そこに保持するデータの的確な管理が要
求される。この為の従来技術として、例えば特公昭６３
-３１８０５号公報記載のものがある。この技術では、
ディスク装置の領域ごとにディスクキャッシュの動作モ
ードを設定可能とし、切り替えて動作させるようにして
いる。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】ディスクキャッシュの
技術は仮想計算機でも使用される。即ち、仮想計算機の
ディスク装置は実ディスク上にイメージファイルとして
実現され、このような仮想ディスクに対しディスクキャ
ッシュが設けられる。ところで、イメージファイルの管
理はホスト計算機に任されている。この為、仮想ディス
クのデータブロック（仮想ブロック）の方が実ディスク
のデータブロック（実ブロック）より大きいとき、１個
の仮想ブロックが実ディスク上で分散して配置されると
いう現象が生ずる。図３にその例を示す。例えば仮想ブ
ロックＤＢＰが８キロバイト、実ブロックＤＢＲが２キ
ロバイトであったとする。仮想ブロックＤＢＰ１個は、
実ブロックＤＢＲ１〜ＤＢＲ４の４個で実現される。

【０００４】ここで実ブロックＤＢＲは、空いているも
のが仮想ディスク１０１用に割り付けられる。従って実
ディスクの使用状況により、図３のデータブロックＤＢ
ＰＣのように、４つの実ブロックＤＢＲが連続して割り
付けられるもの（連続ブロック）もあれば、同図データ
ブロックＤＢＰＤのように、ギャップＧＰ（ある数の実
ブロックＤＢＲから成る）をおいて、４つの実ブロック
ＤＢＲ１〜ＤＢＲ４が割り付けられるもの（分割ブロッ
ク）もある。ギャップＧＰがあると、アクセスを行なう
に際し、１個のデータブロックであるのにギャップＧＰ
に対応したヘッドシークが必要になる。この為このよう
な分割ブロックＤＢＰＤへのアクセスは、連続ブロック
ＤＢＰＣに比べかなりオーバーヘッドＯＨが掛かる。し
かし前述の特公昭６３-３１８０５号公報記載のものを
始め、従来の技術では、このオーバヘッドＯＨについて
格別の考慮をしたものが無かった。この為、分割ブロッ
クＤＢＰＤについて実機の場合よりアクセス速度が下が
る、という問題があった。

【０００５】図２（１），（２）に具体例を示す。即ち
従来技術では、分割ブロックＤＢＰＤ−１も、連続ブロ
ックＤＢＰＣ−１，ＤＢＰＣ−２も、特に区別されるこ
と無く一旦ディスクキャッシュ１０２に格納される（同
図（１））。そして例えば同図（２）のように連続ブロ
ックＤＢＰＣ−３をディスクキャッシュ１０２に格納す
る必要があり、従来の管理方式に従って、そのとき分割
ブロックＤＢＰＤ−１が追い出される順番になっていた
とする。この場合、従来技術では、ここで追い出される
ものが分割ブロックであるか否かには拘り無く、この分
割ブロックＤＢＰＤ−１が追い出される（連続ブロック
ＤＢＰＣ−１のデータが上書きされる）（同図（２）。
なお管理方式としては、例えばＦＩＦＯ（First In F
irst Out）、ＬＲＵ（Least Recent Used）などがあ
る。）。この結果、分割ブロックＤＢＰＤ−１について
は、再度のアクセス及びディスクキャッシュへの格納の
際、余分にシークが必要となり、この分オーバーヘッド
が掛かる。この為、実機に於てディスクキャッシュを用
いた場合よりアクセス速度が下がり、適切なシュミレー
ションが出来ない、という問題があった。本発明の目的
は、この従来技術の欠点を解消し、実機にした場合にも
アクセス速度に差が生じない仮想ディスクのディスクキ
ャッシュ制御装置を提供することにある。

【０００６】

【課題を解決するための手段】上記目的達成のため本発
明では、ホスト計算機のディスク装置上に設定された仮
想ディスク装置のデータブロックの中でその位置が不連
続となっているものを検出する検出手段と、前記位置不
連続のデータブロックについては位置連続のものに比べ
ディスクキャッシュへの保持の度合いが高くなるように
ディスクキャッシュへの入出力を行なうキャッシュ入出
力手段とを備える。

【０００７】

【作用】検出手段は、例えば仮想計算機起動時に、実デ
ィスクのディレクトリ（ＤＩＲ）、ファイルアロケーシ
ョンテーブル（ＦＡＴ）等のデータを確認し、仮想ディ
スクの各クラスタに対応する実ブロックが、不連続にな
っているもの（分割ブロック）を検出する。キャッシュ
入出力手段は、この分割ブロックについてはディスクキ
ャッシュへの保持の度合いが高くなるように、例えば、
通常なら１０回で追出し対象になるところを、３０回ア
クセス無しで追出し対象とする、或いは単純にディスク
キャッシュからの追出しをしないようにする、というよ
うに、それを構成する実ブロックが連続したもの（連続
ブロック）より優遇した取り扱い（優先保持）をする
（図２（３））。これにより分割ブロックのオーバヘッ
ドは解消され、実機にした場合アクセス速度に差が生じ
ないディスクディスクキャッシュ制御装置が実現でき
る。

【０００８】

【実施例】以下本発明の詳細を図示実施例に基いて説明
する。図１に実施例の構成を示す。図に於て１は仮想計
算機で、ディスクキャッシュ６またはイメージファイル
１４をアクセスする。なおディスクキャッシュ６はホス
ト計算機のメインメモリ（不図示）上に配置される。２
は検出手段で、イメージファイルの各仮想ブロックＤＢ
Ｐ（図ではこの符号に更に符号を付加）についてそれを
構成する実ブロックＤＢＲが不連続になっているもの
（分割ブロックＤＢＰＤ。同じく図では更に符号を付
加）を検査する。この検出は例えば次のようにする。こ
こでは１個の仮想ブロックＤＢＰが４つの実ブロックＤ
ＢＲで構成されているとする。先ずＤＩＲ３をアクセス
し、イメージファイル１４が格納された先頭のクラスタ
を読み出す。次にこの先頭クラスタの位置情報を基にＦ
ＡＴを順に検索し、イメージファイル１４が格納されて
いる実クラスタＤＢＲの番号を全て検出する。ついで実
クラスタＤＢＲの番号を先頭から４つづつに区切る。こ
の４個づつの実クラスタＤＢＲが１個の仮想クラスタＤ
ＢＰになる。この仮想クラスタＤＢＰには例えば０から
始まる仮想クラスタ番号を付与する。

【０００９】次に１個の仮想クラスタＤＢＰを構成する
４個の実クラスタＤＢＲについて、その連続性を検査す
る。ここに連続性とは夫々の実クラスタＤＢＰに対する
アクセスの連続性をいい、単なる実クラスタＤＢＰの番
号の連続性をいうものではない。というのは、クラスタ
番号一つおきというようなアクセスの仕方を以て連続ア
クセスとするディスク装置があり得るからである。この
連続性の検査は、例えば両者の番号の差を求め、それが
連続アクセスのときのクラスタ間隔（前述の例では
「２」）より大きいか否かを検査することなどで実現出
来る。尤もヘッドシークをしない範囲であれば、この連
続アクセスのときのクラスタ間隔より多少広くても、ア
クセス速度に関するオーバヘッドはそれほど生じない。
どこまで許容するかは実際のディスク装置のアクセス速
度や仮想計算機１側が要求するアクセス速度の厳密さに
よって異なる。しかしそれら諸条件により許容される範
囲に関しては、前記クラスタ間隔を越える実クラスタＤ
ＢＲについても連続性があるとしても構わない。

【００１０】上記連続性の検査で、連続ブロックＤＢＰ
Ｃであることが判明したものについては、ディスクキャ
ッシュ６への保持に関し、特に優遇をする必要が無い。
これに関して特に記録は行なわれない。上記連続性の検
査で、分割ブロックＤＢＰＤであることが判明したもの
については、ディスクキャッシュ６への保持に関し、優
遇扱いが行なわれる。この為、この仮想ブロックＤＢＰ
Ｄについては、その番号が位置記録手段５に格納され
る。ディスクキャッシュ６は通常キャッシュ領域７−１
〜７−ｍと特別キャッシュ領域８−１〜８−ｎを備えて
いる。通常キャッシュ領域７−１〜７−ｍは連続ブロッ
クＤＢＰＣの為の格納領域、特別キャッシュ領域８−１
〜８−ｎは分割ブロックＤＢＰＤの為の格納領域であ
る。１０はカウンタで、通常カウント領域１１−１〜１
１−ｍと特別カウント領域１２−１〜１２−ｎを備えて
おり、通常カウント領域１１−１〜１１−ｍは通常キャ
ッシュ領域７−１〜７−ｍに対応し、特別カウント領域
１２−１〜１２−ｎは特別キャッシュ領域８−１〜８−
ｎに対応する。なお冗長なので、符号１１−１〜１１−
ｍ、１２−１〜１２−ｎ、７−１〜７−ｍ、８−１〜８
−ｎは原則として省略する。

【００１１】これらカウント領域は各キャッシュ領域へ
の非アクセス回数を計数する為に用いられる。具体的に
は、仮想計算機１から何れかのキャッシュ領域へアクセ
スが行なわれる都度、そのキャッシュ領域に対応するカ
ウント領域をゼロクリアし、それ以外の全てのカウント
領域について、通常カウント領域は「３つ」づつ、特別
カウント領域は「１つ」づつ、その値のインクリメント
が行なわれる。このカウント領域の値は、それらに対応
するキャッシュ領域が参照されなかった回数を表わす。
この回数はキャッシュ領域が一杯になっているとき、キ
ャッシュデータの追い出しをするものを決定するのに利
用され、その数が一番多いカウント領域に対応するキャ
ッシュ領域が追い出される（新しいデータが上書きされ
る）。

【００１２】本実施例では、上述のとおり、通常カウン
ト領域１１−１〜１１−ｍと特別カウント領域１２−１
〜１２−ｎでインクリメントの値を変更しており、これ
によって特別キャッシュ領域８−１〜８−ｎに格納され
たキャッシュデータが、通常キャッシュ領域７−１〜７
−ｍに格納されたキャッシュデータより３倍の期間、デ
ィスクキャッシュ６上に保持されるようにしている。こ
の倍率を如何にするかは任意である。またこの実施例の
手法に限定される必要も無い。一例を挙げる。例えばキ
ャッシュ領域、カウント領域ともに、通常、特別の区別
を無くし、夫々全部同じ性質の領域とする。そして分割
ブロックＤＢＰＤのデータがキャッシュ領域に格納され
たら、装置動作終了まで、或いはプログラム途中に挿入
されたコマンド或いは装置使用者のマニュアルコマンド
の入力があるまで、そのキャッシュデータは保持したま
まにしておく。これでも分割ブロックＤＢＰＤについて
優遇していることになる。構成の説明を続ける。図１に
於て、１３はキャッシュ管理手段で、イメージファイル
１４から各キャッシュ領域７−１〜７−ｍ、８−１〜８
−ｍへのデータ格納を管理する。

【００１３】このキャッシュ管理手段１３についての詳
しい説明と併せ、本実施例の動作を説明する。仮想計算
機１が起動されると、初期設定の一環として、検出手段
２により、イメージファイル１４について仮想ブロック
ＤＢＰの連続性の検査が行なわれる。この検査により分
割ブロックＤＢＰＤの番号が位置記録手段５に記録され
る。即ち図１に於て、イメージファイル１４の一つの区
画が１個の仮想ブロックＤＢＰ（＝４個の実ブロックＤ
ＢＲ）を表わすものとし、ＤＢＰＤ２，ＤＢＰＤ４，
…，ＤＢＰＤｎが分割ブロックであるとすると、これら
分割ブロックの番号が検出手段２により位置記録手段５
に記録される。次にカウンタ１０の各カウント領域がゼ
ロクリアされる。仮想計算機１の入出力操作が開始さ
れ、仮想ブロックＤＢＰへのアクセスが開始されると、
キャッシュ管理手段１３は、当該アクセスされた仮想ブ
ロックＤＢＰについてディスクキャッシュ６への書き込
みを行なう。

【００１４】キャッシュ管理手段１３は、この書き込み
の際、当該書き込みをしようとする仮想ブロックＤＢＰ
の番号が位置記録手段５に記録されているか否かを確認
する。記録されていなければ、その仮想ブロックＤＢＰ
は連続ブロックＤＢＰＣである。この場合は優遇の必要
が無い。キャッシュ管理手段１３はカウンタ１０の通常
カウント領域１１−１〜１１−ｎの値を検査し、その値
がいちばん大きいものに対応する通常キャッシュ領域７
−１〜７−ｎに、この仮想ブロックＤＢＰのデータを格
納する。尤も初期の段階では各通常カウント領域７−１
〜７−ｍの値は「０」である。この為、最初はキャッシ
ュ領域７−１にこのデータが格納される。しかし仮想計
算機１からのアクセス回数が進むに従って、やがて各カ
ウント領域７−１〜７−ｍが一杯になり、上記手順でデ
ータの追い出しが開始される。

【００１５】当該書き込みをしようとする仮想ブロック
ＤＢＰの番号が位置記録手段５に記録されている場合、
その仮想ブロックＤＢＰは分割ブロックＤＢＰＤであ
る。この分割ブロックＤＢＰＤのディスクキャッシュ６
への保持に関しては、優遇の必要がある。キャッシュ管
理手段１３はカウンタ１０の特別カウント領域１１−１
〜１１−ｎの値を検査し、その値がいちばん大きいもの
に対応する特別キャッシュ領域８−１〜８−ｎに、その
データを格納する。なおこの場合も同じように、初期の
段階では各カウント領域８−１〜８−ｎの値が「０」で
ある。この為、最初は特別キャッシュ領域８−１にこの
分割ブロックＤＢＰＤのデータが格納される。しかし仮
想計算機１からのアクセス回数が進むに従って、やがて
各キャッシュ領域８−１〜８−ｍが一杯になり、ここで
も上記手順でデータの追い出しが開始される。なお実施
例では分割ブロックＤＢＰＤの番号を予め位置記録手段
５に記憶したが、ディスクキャッシュ６へのデータ書き
込みの都度、それが連続ブロックＤＢＰＣ、分割ブロッ
クＤＢＰＤの何れであるかを検査するようにしても良
い。

【００１６】

【発明の効果】以上説明したように、本発明ではホスト
計算機のディスク装置上に設定された仮想ディスク装置
のデータブロック中、その位置が不連続となっているも
のを検出し、この位置不連続のデータブロックについて
は位置連続のものに比べキャッシュへの保持の度合いが
高くなるようにディスクキャッシュへの入出力を行なう
ようにした。従って、位置不連続なデータブロックにつ
いてのオーバヘッドは解消され、実機にした場合でも、
そのアクセス速度に開きが無い仮想計算機用ディスクキ
ャッシュを実現出来る。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の一実施例の構成を示すブロック図。

【図２】 従来技術による場合と本発明による場合のキ
ャッシュデータ保持状態の違いの一例を示す線図。

【図３】 従来技術によるキャッシュデータ保持状態の
一例を示す線図。

【符号の説明】

ＤＢＰＣ 位置連続のデータブロック ＤＢＰＤ 位置不連続のデータブロック １ 仮想計算機 ２ 検出手段 １３ 入出力手段

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 仮想ディスク装置のディスクキャッシュ
   制御装置に於て、 ホスト計算機のディスク装置上に設定された前記仮想デ
   ィスク装置のデータブロックの中でその位置が不連続と
   なっているものを検出する検出手段と、 前記位置不連続のデータブロックについては位置連続の
   ものに比べディスクキャッシュへの保持の度合いが高く
   なるようにディスクキャッシュへの入出力を行なうキャ
   ッシュ入出力手段とを備えたことを特徴とするディスク
   キャッシュ制御装置。