JPH06231045A - ディスクキャッシュ制御方式 - Google Patents
ディスクキャッシュ制御方式Info
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- JPH06231045A JPH06231045A JP5018465A JP1846593A JPH06231045A JP H06231045 A JPH06231045 A JP H06231045A JP 5018465 A JP5018465 A JP 5018465A JP 1846593 A JP1846593 A JP 1846593A JP H06231045 A JPH06231045 A JP H06231045A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 キャッシュメモリを内蔵する複数のホストが
ディスク装置を共有するシステムにおいて、上記キャッ
シュメモリのデータと上記ディスク装置のデータの整合
を容易に保つこと。 【構成】 ディスクキャッシュを管理するためのキャッ
シュ管理テーブル中に、前記ディスク装置を占有するリ
ザーブコマンドを発行した回数をディスク装置毎に記憶
する第１の領域８と、キャッシュメモリ中に存在するデ
ータの中で最もアクセスされていないものにアクセスし
た際のリザーブコマンドの発行回数をディスク装置毎に
記憶する第２の領域９と、前記キャッシュメモリ中のす
べてのデータをアクセス順に並べたＬＲＵリンク４中の
データ毎に、それまでに発行したリザーブコマンドの回
数を記憶する第３の領域５とを備えたこと。
ディスク装置を共有するシステムにおいて、上記キャッ
シュメモリのデータと上記ディスク装置のデータの整合
を容易に保つこと。 【構成】 ディスクキャッシュを管理するためのキャッ
シュ管理テーブル中に、前記ディスク装置を占有するリ
ザーブコマンドを発行した回数をディスク装置毎に記憶
する第１の領域８と、キャッシュメモリ中に存在するデ
ータの中で最もアクセスされていないものにアクセスし
た際のリザーブコマンドの発行回数をディスク装置毎に
記憶する第２の領域９と、前記キャッシュメモリ中のす
べてのデータをアクセス順に並べたＬＲＵリンク４中の
データ毎に、それまでに発行したリザーブコマンドの回
数を記憶する第３の領域５とを備えたこと。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】この発明はディスクキャッシュ制
御方式、特に２台以上のＣＰＵがディスク装置を共有し
て用いる場合のキャッシュメモリのデータとディスク装
置のデータの整合をとるためのディスクキャッシュ制御
方式に関するものである。
御方式、特に２台以上のＣＰＵがディスク装置を共有し
て用いる場合のキャッシュメモリのデータとディスク装
置のデータの整合をとるためのディスクキャッシュ制御
方式に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】図４はＣＰＵを含む２台のホストがディ
スク装置を共有して用いるシステム構成を表わす図であ
り、図４において、１Ａ，１ＢはＣＰＵ１ａ−１，１ｂ
−１とディスク制御装置１ａ−２，１ｂ−２とからなる
ホスト、１ａ−３，１ｂ−３はそれぞれディスク制御装
置１ａ−２，１ｂ−２内に設けられたキャッシュメモ
リ、２はホスト１Ａ，１Ｂが共有するディスク装置であ
り、図示例は１つであるが、ホスト１Ａ，１Ｂがそれぞ
れ複数個のディスク装置を共有することができる。
スク装置を共有して用いるシステム構成を表わす図であ
り、図４において、１Ａ，１ＢはＣＰＵ１ａ−１，１ｂ
−１とディスク制御装置１ａ−２，１ｂ−２とからなる
ホスト、１ａ−３，１ｂ−３はそれぞれディスク制御装
置１ａ−２，１ｂ−２内に設けられたキャッシュメモ
リ、２はホスト１Ａ，１Ｂが共有するディスク装置であ
り、図示例は１つであるが、ホスト１Ａ，１Ｂがそれぞ
れ複数個のディスク装置を共有することができる。
【０００３】上記キャッシュメモリ１ａ−３，１ｂ−３
は、ホスト１Ａ，１Ｂがディスク装置２からデータをア
クセスする時にそのデータを格納する。通常、一度使用
されたデータは、近い将来に再び使用される可能性が高
いといわれており、以後のデータのアクセス時に、この
キャッシュメモリ１ａ−３，１ｂ−３からデータがアク
セスできる場合が多くなる。また、このキャッシュメモ
リ１ａ−３，１ｂ−３は、ディスク装置２よりかなり高
速にアクセスできるものなので、アクセスしたいデータ
がキャッシュメモリ１ａ−３，１ｂ−３内にある時に
は、かなり高速にデータのアクセスができる。
は、ホスト１Ａ，１Ｂがディスク装置２からデータをア
クセスする時にそのデータを格納する。通常、一度使用
されたデータは、近い将来に再び使用される可能性が高
いといわれており、以後のデータのアクセス時に、この
キャッシュメモリ１ａ−３，１ｂ−３からデータがアク
セスできる場合が多くなる。また、このキャッシュメモ
リ１ａ−３，１ｂ−３は、ディスク装置２よりかなり高
速にアクセスできるものなので、アクセスしたいデータ
がキャッシュメモリ１ａ−３，１ｂ−３内にある時に
は、かなり高速にデータのアクセスができる。
【０００４】図５は上記キャッシュメモリ１ａ−３，１
ｂ−３において、ＬＲＵ（Ｌｅａｓｔ Ｒｅｃｅｎｔｌ
ｙ Ｕｓｅｄ）アルゴリズムを実現するためのＬＲＵリ
ンク４を表わす図であり、キャッシュメモリ中のすべて
のデータがデータブロック４ａ〜４ｎにアクセス順に並
設されている。
ｂ−３において、ＬＲＵ（Ｌｅａｓｔ Ｒｅｃｅｎｔｌ
ｙ Ｕｓｅｄ）アルゴリズムを実現するためのＬＲＵリ
ンク４を表わす図であり、キャッシュメモリ中のすべて
のデータがデータブロック４ａ〜４ｎにアクセス順に並
設されている。
【０００５】ここで、ホスト１Ａがディスク装置２を用
いる場合には、他のホスト１Ｂがこのディスク装置２を
使用できないよう自系専有とし（リザーブという）、使
用後は専有状態から解放する（リリースという）という
ように各ホスト１Ａ，１Ｂがディスク装置２を排他的に
用いている。
いる場合には、他のホスト１Ｂがこのディスク装置２を
使用できないよう自系専有とし（リザーブという）、使
用後は専有状態から解放する（リリースという）という
ように各ホスト１Ａ，１Ｂがディスク装置２を排他的に
用いている。
【０００６】ホスト１Ａのディスク制御装置１ａ−２が
キャッシュメモリ１ａ−３を内蔵する場合、このキャッ
シュメモリ１ａ−３はディスク装置２中のデータのコピ
ーを持っており、このキャッシュメモリを用いたＬＲＵ
アルゴリズム操作は次のように行なう。
キャッシュメモリ１ａ−３を内蔵する場合、このキャッ
シュメモリ１ａ−３はディスク装置２中のデータのコピ
ーを持っており、このキャッシュメモリを用いたＬＲＵ
アルゴリズム操作は次のように行なう。
【０００７】読み出すデータがキャッシュメモリ１ａ−
３中に存在する場合（キャッシュヒット）には、ディス
ク装置２をアクセスせずにキャッシュメモリ１ａ−３の
データを用い、このデータがＬＲＵリンク４の先頭のデ
ータブロックに移るようにポインタを更新する。データ
がキャッシュメモリ１ａ−３中に存在しない場合（キャ
ッシュミス）、ディスク装置２からデータを読み出す。
このときＬＲＵリンク４の最後にあるデータブロックに
ディスク装置２から読み出したデータを上書きし、さら
にこのデータがＬＲＵリンク４の先頭のデータブロック
に移るようポインタを更新する。
３中に存在する場合（キャッシュヒット）には、ディス
ク装置２をアクセスせずにキャッシュメモリ１ａ−３の
データを用い、このデータがＬＲＵリンク４の先頭のデ
ータブロックに移るようにポインタを更新する。データ
がキャッシュメモリ１ａ−３中に存在しない場合（キャ
ッシュミス）、ディスク装置２からデータを読み出す。
このときＬＲＵリンク４の最後にあるデータブロックに
ディスク装置２から読み出したデータを上書きし、さら
にこのデータがＬＲＵリンク４の先頭のデータブロック
に移るようポインタを更新する。
【０００８】また、ディスク装置２にデータを書き込む
場合、キャッシュヒットした際にはディスク装置２にデ
ータを書き込むとともにキャッシュメモリ１ａ−３にも
データを書き込む。さらにこのデータがＬＲＵリンク４
の先頭のデータブロックに移るようポインタを更新す
る。キャッシュミスの場合にはキャッシュメモリ１ａ−
３に対する操作は行なわない。
場合、キャッシュヒットした際にはディスク装置２にデ
ータを書き込むとともにキャッシュメモリ１ａ−３にも
データを書き込む。さらにこのデータがＬＲＵリンク４
の先頭のデータブロックに移るようポインタを更新す
る。キャッシュミスの場合にはキャッシュメモリ１ａ−
３に対する操作は行なわない。
【０００９】このようにキャッシュヒットの場合には、
ディスク装置２にアクセスすることなく、キャッシュメ
モリ１ａ−３のデータを用いるため、他のホスト１Ｂが
ディスク装置２のデータを書き換えた後、同じアドレス
のデータをホスト１Ａが読み出す場合、書き換えられた
ディスク装置２のデータではなく、このホスト１Ａ内の
キャッシュメモリ１ａ−３のデータを読み出す。この場
合、ホスト１Ａに転送されるデータとディスク装置２の
データが異なってしまうことになる。このためキャッシ
ュメモリ１ａ−３のデータとディスク装置２のデータの
整合性を保つため、ディスク装置２をリザーブする際
に、キャッシュメモリ１ａ−３中の該当するディスク装
置２のデータのコピーを保持している部分をすべて解放
し、リザーブ後、あるデータを最初に読み出す際には必
ずディスク装置２から読み出し、キャッシュメモリ１ａ
−３に格納するものとしていた。
ディスク装置２にアクセスすることなく、キャッシュメ
モリ１ａ−３のデータを用いるため、他のホスト１Ｂが
ディスク装置２のデータを書き換えた後、同じアドレス
のデータをホスト１Ａが読み出す場合、書き換えられた
ディスク装置２のデータではなく、このホスト１Ａ内の
キャッシュメモリ１ａ−３のデータを読み出す。この場
合、ホスト１Ａに転送されるデータとディスク装置２の
データが異なってしまうことになる。このためキャッシ
ュメモリ１ａ−３のデータとディスク装置２のデータの
整合性を保つため、ディスク装置２をリザーブする際
に、キャッシュメモリ１ａ−３中の該当するディスク装
置２のデータのコピーを保持している部分をすべて解放
し、リザーブ後、あるデータを最初に読み出す際には必
ずディスク装置２から読み出し、キャッシュメモリ１ａ
−３に格納するものとしていた。
【００１０】そして、上記キャッシュメモリ１ａ−３中
からデータを解放する処理はＬＲＵリンク４のデータブ
ロック４ａ〜４ｎを辿り、該当するディスク装置２に対
するデータであった場合には解放するという操作を繰り
返すことによって行なうものである。
からデータを解放する処理はＬＲＵリンク４のデータブ
ロック４ａ〜４ｎを辿り、該当するディスク装置２に対
するデータであった場合には解放するという操作を繰り
返すことによって行なうものである。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】従来のディスクキャッ
シュ制御方式は上記のように構成されているので、キャ
ッシュメモリ中からリザーブをしたディスク装置のデー
タを保持している部分の解放を行なうために、ＬＲＵリ
ンクのデータブロックをすべて辿らなければならず、Ｌ
ＲＵリンクが大きい場合にはリザーブ処理を行なう度に
多くの処理時間を要するという問題点があった。
シュ制御方式は上記のように構成されているので、キャ
ッシュメモリ中からリザーブをしたディスク装置のデー
タを保持している部分の解放を行なうために、ＬＲＵリ
ンクのデータブロックをすべて辿らなければならず、Ｌ
ＲＵリンクが大きい場合にはリザーブ処理を行なう度に
多くの処理時間を要するという問題点があった。
【００１２】本発明は上記のような問題点を解消するた
めになされたもので、請求項１の発明はキャッシュメモ
リのデータとディスク装置のデータとの整合を容易に保
ち、その整合のためのオーバヘッド時間を短縮すること
を目的とする。
めになされたもので、請求項１の発明はキャッシュメモ
リのデータとディスク装置のデータとの整合を容易に保
ち、その整合のためのオーバヘッド時間を短縮すること
を目的とする。
【００１３】請求項２の発明は上記整合のためのオーバ
ヘッド時間をより短縮することを目的とする。
ヘッド時間をより短縮することを目的とする。
【００１４】
【課題を解決するための手段】請求項１記載の発明に係
るディスクキャッシュ制御方式は、ディスクキャッシュ
を管理するためのキャッシュ管理テーブル中に、前記デ
ィスク装置を占有するリザーブコマンドの発行回数をデ
ィスク装置毎に記憶する第１の領域と、キャッシュメモ
リ中に存在するデータの中で最もアクセスされていない
ものにアクセスした際のリザーブコマンドの発行回数を
ディスク装置毎に記憶する第２の領域と、前記キャッシ
ュメモリ中のすべてのデータをアクセス順に並べたＬＲ
Ｕリンク中のデータ毎に、それまでに発行したリザーブ
コマンドの発行回数を記憶する第３の領域とを備えたも
のである。
るディスクキャッシュ制御方式は、ディスクキャッシュ
を管理するためのキャッシュ管理テーブル中に、前記デ
ィスク装置を占有するリザーブコマンドの発行回数をデ
ィスク装置毎に記憶する第１の領域と、キャッシュメモ
リ中に存在するデータの中で最もアクセスされていない
ものにアクセスした際のリザーブコマンドの発行回数を
ディスク装置毎に記憶する第２の領域と、前記キャッシ
ュメモリ中のすべてのデータをアクセス順に並べたＬＲ
Ｕリンク中のデータ毎に、それまでに発行したリザーブ
コマンドの発行回数を記憶する第３の領域とを備えたも
のである。
【００１５】請求項２記載の発明に係るディスクキャッ
シュ制御方式は、ディスクキャッシュを管理するための
キャッシュ管理テーブル中に、前記ディスク装置を占有
するリザーブコマンドの発行回数をディスク装置毎に記
憶する第１の領域と、キャッシュメモリ中に存在するデ
ータの中で最もアクセスされていないものにアクセスし
た際のリザーブコマンドの発行回数をディスク装置毎に
記憶する第２の領域と、前記キャッシュメモリ中のデー
タをディスク装置毎にアクセス順に並べたサブＬＲＵリ
ンク中のデータ毎に、それまでに発行したリザーブコマ
ンド発行回数を記憶する第３の領域とを備えたものであ
る。
シュ制御方式は、ディスクキャッシュを管理するための
キャッシュ管理テーブル中に、前記ディスク装置を占有
するリザーブコマンドの発行回数をディスク装置毎に記
憶する第１の領域と、キャッシュメモリ中に存在するデ
ータの中で最もアクセスされていないものにアクセスし
た際のリザーブコマンドの発行回数をディスク装置毎に
記憶する第２の領域と、前記キャッシュメモリ中のデー
タをディスク装置毎にアクセス順に並べたサブＬＲＵリ
ンク中のデータ毎に、それまでに発行したリザーブコマ
ンド発行回数を記憶する第３の領域とを備えたものであ
る。
【００１６】
【作用】請求項１記載の発明におけるディスクキャッシ
ュ制御方式は、前記リザーブコマンドの発行およびディ
スクアクセスの度にこれ等のリザーブコマンド発行回数
を更新し、キャッシュ管理テーブル中の第１の領域に記
憶されたリザーブコマンドの発行回数と、キャッシュメ
モリ中のすべてのデータをアクセス順に並べたＬＲＵリ
ンク中のデータ毎に設けられた第３の領域に記憶したリ
ザーブコマンドの発行回数を比較することにより、前記
キャッシュメモリ中のデータが前記ディスク装置を専有
している状態において該ディスク装置から該キャッシュ
メモリに転送されたものか否かを判定することができ、
キャッシュメモリのデータとディスク装置のデータの整
合を容易に保つことができ、その整合のためのオーバヘ
ッド時間を短縮することができる。
ュ制御方式は、前記リザーブコマンドの発行およびディ
スクアクセスの度にこれ等のリザーブコマンド発行回数
を更新し、キャッシュ管理テーブル中の第１の領域に記
憶されたリザーブコマンドの発行回数と、キャッシュメ
モリ中のすべてのデータをアクセス順に並べたＬＲＵリ
ンク中のデータ毎に設けられた第３の領域に記憶したリ
ザーブコマンドの発行回数を比較することにより、前記
キャッシュメモリ中のデータが前記ディスク装置を専有
している状態において該ディスク装置から該キャッシュ
メモリに転送されたものか否かを判定することができ、
キャッシュメモリのデータとディスク装置のデータの整
合を容易に保つことができ、その整合のためのオーバヘ
ッド時間を短縮することができる。
【００１７】請求項２記載の発明におけるディスクキャ
ッシュ制御方式は、前記リザーブコマンドの発行および
ディスクアクセスの度にこれ等のリザーブコマンド発行
回数を更新し、キャッシュ管理テーブル中の第１の領域
に記憶されたリザーブコマンドの発行回数と、キャッシ
ュメモリ中のデータをディスク装置毎にアクセス順に並
べたサブＬＲＵリンク中のデータ毎に設けられた第３の
領域に記憶したリザーブコマンドの発行回数を比較する
ことにより、前記キャッシュメモリ中のデータが前記デ
ィスク装置を専有している状態において該ディスク装置
から該キャッシュメモリに転送されたものか否かを判定
することができ、キャッシュメモリのデータとディスク
装置のデータの整合を容易に保つことができるととも
に、リザーブ回数がオーバフローした場合およびキャッ
シュミスの場合の処理を簡略化して、オーバヘッド時間
をより短縮することができる。
ッシュ制御方式は、前記リザーブコマンドの発行および
ディスクアクセスの度にこれ等のリザーブコマンド発行
回数を更新し、キャッシュ管理テーブル中の第１の領域
に記憶されたリザーブコマンドの発行回数と、キャッシ
ュメモリ中のデータをディスク装置毎にアクセス順に並
べたサブＬＲＵリンク中のデータ毎に設けられた第３の
領域に記憶したリザーブコマンドの発行回数を比較する
ことにより、前記キャッシュメモリ中のデータが前記デ
ィスク装置を専有している状態において該ディスク装置
から該キャッシュメモリに転送されたものか否かを判定
することができ、キャッシュメモリのデータとディスク
装置のデータの整合を容易に保つことができるととも
に、リザーブ回数がオーバフローした場合およびキャッ
シュミスの場合の処理を簡略化して、オーバヘッド時間
をより短縮することができる。
【００１８】
実施例１．以下、この発明の一実施例を図について説明
する。図１は例えばホスト１Ａ，１ＢのＣＰＵ１ａ−
１，１ｂ−１に設けられたディスクキャッシュ管理テー
ブルの構成を表わす図である。キャッシュメモリ中のす
べてのデータをアクセス順に並べたＬＲＵリンク４は、
データが何回目のリザーブをした時点でキャッシュメモ
リ１ａ−３，１ｂ−３に書き込まれたものかを示す第３
の領域としてのリザーブＩＤ（ＲＩＤ：Ｒｅｓｅｒｖｅ
ＩＤ）５、キャッシュメモリ１ａ−３，１ｂ−３中の
データが複数個あるディスク装置２のどのディスク装置
２のどのアドレスに対応するかを示すユニット番号・デ
ィスクアドレス６、ＬＲＵリンク４を構成するための前
方、後方ポインタ７とを有している。
する。図１は例えばホスト１Ａ，１ＢのＣＰＵ１ａ−
１，１ｂ−１に設けられたディスクキャッシュ管理テー
ブルの構成を表わす図である。キャッシュメモリ中のす
べてのデータをアクセス順に並べたＬＲＵリンク４は、
データが何回目のリザーブをした時点でキャッシュメモ
リ１ａ−３，１ｂ−３に書き込まれたものかを示す第３
の領域としてのリザーブＩＤ（ＲＩＤ：Ｒｅｓｅｒｖｅ
ＩＤ）５、キャッシュメモリ１ａ−３，１ｂ−３中の
データが複数個あるディスク装置２のどのディスク装置
２のどのアドレスに対応するかを示すユニット番号・デ
ィスクアドレス６、ＬＲＵリンク４を構成するための前
方、後方ポインタ７とを有している。
【００１９】８はディスク装置２に対し行なったリザー
ブ回数（ＣＲＳＶ：ＣｕｒｒｅｎｔＲｅｓｅｒｖｅ）を
ユニットつまりディスク装置毎に管理する第１の領域
（以下ではユニット番号をｉとしたときＣＲＳＶ〔ｉ〕
と表わす）、９はキャッシュメモリ３中に存在するデー
タのうち最も古いものを書き込んだ際のリザーブ回数
（ＯＲＳＶ：Ｏｌｄ Ｒｅｓｅｒｖｅ）をユニット毎に
管理する第２の領域（以下ではユニット番号をｉとした
ときＯＲＳＶ〔ｉ〕と表わす）である。
ブ回数（ＣＲＳＶ：ＣｕｒｒｅｎｔＲｅｓｅｒｖｅ）を
ユニットつまりディスク装置毎に管理する第１の領域
（以下ではユニット番号をｉとしたときＣＲＳＶ〔ｉ〕
と表わす）、９はキャッシュメモリ３中に存在するデー
タのうち最も古いものを書き込んだ際のリザーブ回数
（ＯＲＳＶ：Ｏｌｄ Ｒｅｓｅｒｖｅ）をユニット毎に
管理する第２の領域（以下ではユニット番号をｉとした
ときＯＲＳＶ〔ｉ〕と表わす）である。
【００２０】次にホスト１Ａがディスク装置２からデー
タを読み出そうとした場合の動作を、図２のフローチャ
ート図について説明する。動作開始後、ＳＴ２−１にお
いてホスト１Ａがユニット番号ｉのディスク装置２から
読み出そうとしたデータがキャッシュメモリ１ａ−３中
に存在するかどうか判定する。存在する場合（キャッシ
ュヒット）にはＳＴ２−２においてこのデータに対する
ＲＩＤ５とＣＲＳＶ〔ｉ〕８の値を比較する。
タを読み出そうとした場合の動作を、図２のフローチャ
ート図について説明する。動作開始後、ＳＴ２−１にお
いてホスト１Ａがユニット番号ｉのディスク装置２から
読み出そうとしたデータがキャッシュメモリ１ａ−３中
に存在するかどうか判定する。存在する場合（キャッシ
ュヒット）にはＳＴ２−２においてこのデータに対する
ＲＩＤ５とＣＲＳＶ〔ｉ〕８の値を比較する。
【００２１】両者が一致しない場合には、このデータは
ディスク装置２をリザーブする前にキャッシュメモリ１
ａ−３に格納されたデータであるため、ＳＴ２−３にお
いてキャッシュメモリ１ａ−３中のデータは用いずに、
ディスク装置２から読み出したデータをホスト１Ａに転
送するとともにキャッシュメモリ１ａ−３にもこのデー
タを上書きする。さらにＳＴ２−４において、ＲＩＤ５
の値をＣＲＳＶ〔ｉ〕の値とする。次いで、ＳＴ２−５
において、このデータがＬＲＵリンク４の先頭のデータ
ブロックに移るように、ＬＲＵアルゴリズムによってポ
インタを更新する。また、上記ＳＴ２−２における比較
の結果、一致した場合には直ちにＳＴ２−５を実行す
る。
ディスク装置２をリザーブする前にキャッシュメモリ１
ａ−３に格納されたデータであるため、ＳＴ２−３にお
いてキャッシュメモリ１ａ−３中のデータは用いずに、
ディスク装置２から読み出したデータをホスト１Ａに転
送するとともにキャッシュメモリ１ａ−３にもこのデー
タを上書きする。さらにＳＴ２−４において、ＲＩＤ５
の値をＣＲＳＶ〔ｉ〕の値とする。次いで、ＳＴ２−５
において、このデータがＬＲＵリンク４の先頭のデータ
ブロックに移るように、ＬＲＵアルゴリズムによってポ
インタを更新する。また、上記ＳＴ２−２における比較
の結果、一致した場合には直ちにＳＴ２−５を実行す
る。
【００２２】上記ＳＴ２−１における判定の結果、Ｎ
Ｏ、つまり、キャッシュメモリ１ａ−３中にはデータが
存在しない場合（キャッシュミス）には、ＳＴ２−６に
おいて、ＬＲＵリンク４の最後尾のデータブロックを解
放し、フリーエリアとする。そして、ＳＴ２−７におい
て、ＬＲＵリンク４のデータブロックを最後尾から逆に
辿り、最初に見つかった同じユニットに対するデータの
ＲＩＤ５の値をＯＲＳＶ〔ｉ〕９の値とする。さらにＳ
Ｔ２−８において、ディスク装置２からデータを読み出
しホスト１ａ−３に転送するとともに上記フリーエリア
にデータを格納し、しかる後上記ＳＴ２−４以降の処理
を行なう。
Ｏ、つまり、キャッシュメモリ１ａ−３中にはデータが
存在しない場合（キャッシュミス）には、ＳＴ２−６に
おいて、ＬＲＵリンク４の最後尾のデータブロックを解
放し、フリーエリアとする。そして、ＳＴ２−７におい
て、ＬＲＵリンク４のデータブロックを最後尾から逆に
辿り、最初に見つかった同じユニットに対するデータの
ＲＩＤ５の値をＯＲＳＶ〔ｉ〕９の値とする。さらにＳ
Ｔ２−８において、ディスク装置２からデータを読み出
しホスト１ａ−３に転送するとともに上記フリーエリア
にデータを格納し、しかる後上記ＳＴ２−４以降の処理
を行なう。
【００２３】ディスク装置２にデータを書き込む場合、
キャッシュヒットの場合にはディスク装置２、キャッシ
ュメモリ１ａ−３のどちらにもデータを書き込み、さら
にこのデータがＬＲＵリンク４の先頭のデータブロック
に移るようポインタを更新し、この際、ＲＩＤ５の値を
ＣＲＳＶ〔ｉ〕８の値とする。キャッシュミスの場合に
はディスク装置２にのみ書き込みキャッシュメモリ１ａ
−３はアクセスしない。
キャッシュヒットの場合にはディスク装置２、キャッシ
ュメモリ１ａ−３のどちらにもデータを書き込み、さら
にこのデータがＬＲＵリンク４の先頭のデータブロック
に移るようポインタを更新し、この際、ＲＩＤ５の値を
ＣＲＳＶ〔ｉ〕８の値とする。キャッシュミスの場合に
はディスク装置２にのみ書き込みキャッシュメモリ１ａ
−３はアクセスしない。
【００２４】ユニット番号ｉのディスク装置２をリザー
ブした場合には、ＣＲＳＶ〔ｉ〕８の値に１を加える。
このとき、ＣＲＳＶ〔ｉ〕８の値とＯＲＳＶ〔ｉ〕９の
値が一致した場合、リザーブ回数がオーバフローしたこ
とを意味し、このときはＬＲＵリンク４を最後尾のデー
タブロックから辿り、同じユニット番号ｉのデータでＣ
ＲＳＶ〔ｉ〕９の値に等しいＲＩＤ５の値はすべて
「１」を減じておくことにより、このデータがアクセス
された場合にはキャッシュメモリ１ａ−３のデータでは
なくディスク装置２のデータを読み出すようにすること
ができる。
ブした場合には、ＣＲＳＶ〔ｉ〕８の値に１を加える。
このとき、ＣＲＳＶ〔ｉ〕８の値とＯＲＳＶ〔ｉ〕９の
値が一致した場合、リザーブ回数がオーバフローしたこ
とを意味し、このときはＬＲＵリンク４を最後尾のデー
タブロックから辿り、同じユニット番号ｉのデータでＣ
ＲＳＶ〔ｉ〕９の値に等しいＲＩＤ５の値はすべて
「１」を減じておくことにより、このデータがアクセス
された場合にはキャッシュメモリ１ａ−３のデータでは
なくディスク装置２のデータを読み出すようにすること
ができる。
【００２５】実施例２．上記実施例では図３（ａ）に示
すように、ユニット番号０、ユニット番号１のディスク
装置２に対応するキャッシュメモリ中のすべてのデータ
をアクセス順に並べてＬＲＵリンクを形成したが、この
他に図３（ｂ），（ｃ）に示すごとく、キャッシュメモ
リ中のデータをユニット番号０、ユニット番号１毎、つ
まりディスク装置毎にアクセス順に並べてサブＬＲＵリ
ンク１０，１１を形成してもよい。この場合、上記リザ
ーブ時のＣＲＳＶ〔ｉ〕８の値とＯＲＳＶ〔ｉ〕９の値
が一致した場合及びキャッシュミスの場合のＯＲＳＶ
〔ｉ〕９の値の更新の際のＬＲＵリンクを辿る操作が、
当該ユニット番号０またはユニット番号１のサブＬＲＵ
リンク１０，１１だけを辿れば良く、処理が簡略化され
てオーバヘッド時間をより短縮することができる。
すように、ユニット番号０、ユニット番号１のディスク
装置２に対応するキャッシュメモリ中のすべてのデータ
をアクセス順に並べてＬＲＵリンクを形成したが、この
他に図３（ｂ），（ｃ）に示すごとく、キャッシュメモ
リ中のデータをユニット番号０、ユニット番号１毎、つ
まりディスク装置毎にアクセス順に並べてサブＬＲＵリ
ンク１０，１１を形成してもよい。この場合、上記リザ
ーブ時のＣＲＳＶ〔ｉ〕８の値とＯＲＳＶ〔ｉ〕９の値
が一致した場合及びキャッシュミスの場合のＯＲＳＶ
〔ｉ〕９の値の更新の際のＬＲＵリンクを辿る操作が、
当該ユニット番号０またはユニット番号１のサブＬＲＵ
リンク１０，１１だけを辿れば良く、処理が簡略化され
てオーバヘッド時間をより短縮することができる。
【００２６】実施例３．またキャッシュミスの場合、上
記実施例のようにＬＲＵリンク４を辿ってＯＲＳＶ
〔ｉ〕９の値を更新するのではなく、新たにＬＲＵリン
ク４の最後尾となったデータのＲＩＤ５の値をそのユニ
ットに対するＯＲＳＶ〔ｊ〕９の値とすることによって
も同様の効果を奏する。なお、この場合ＬＲＵリンク４
を辿る操作は不要である。
記実施例のようにＬＲＵリンク４を辿ってＯＲＳＶ
〔ｉ〕９の値を更新するのではなく、新たにＬＲＵリン
ク４の最後尾となったデータのＲＩＤ５の値をそのユニ
ットに対するＯＲＳＶ〔ｊ〕９の値とすることによって
も同様の効果を奏する。なお、この場合ＬＲＵリンク４
を辿る操作は不要である。
【００２７】
【発明の効果】以上のように請求項１記載の発明によれ
ば、ディスクキャッシュを管理するためのキャッシュ管
理テーブル中に、前記ディスク装置を占有するリザーブ
コマンドの発行回数をディスク装置毎に記憶する第１の
領域と、キャッシュメモリ中に存在するデータの中で最
もアクセスされていないものにアクセスした際のリザー
ブコマンドの発行回数をディスク装置毎に記憶する第２
の領域と、前記キャッシュメモリ中のすべてのデータを
アクセス順に並べたＬＲＵリンク中のデータ毎に、それ
までに発行したリザーブコマンドの発行回数を記憶する
第３の領域とを備え、前記リザーブコマンドの発行およ
びディスクアクセスの度にこれ等のリザーブコマンド発
行回数を更新し、前記第１の領域のリザーブコマンド発
行回数と前記第３の領域に記憶したリザーブコマンドの
発行回数の比較により、前記キャッシュメモリ中のデー
タが前記ディスク装置を専有している状態において該デ
ィスク装置から該キャッシュメモリに転送されたものか
否かを判定するように構成したので、キャッシュヒット
の際にキャッシュメモリ中のデータが有効か無効かを判
断でき、ディスク装置をリザーブする度にキャッシュメ
モリをフラッシュする必要がなく、キャッシュメモリの
データとディスク装置のデータをの整合を容易に保ち、
その整合のためのオーバヘッド時間を短縮できるという
効果がある。
ば、ディスクキャッシュを管理するためのキャッシュ管
理テーブル中に、前記ディスク装置を占有するリザーブ
コマンドの発行回数をディスク装置毎に記憶する第１の
領域と、キャッシュメモリ中に存在するデータの中で最
もアクセスされていないものにアクセスした際のリザー
ブコマンドの発行回数をディスク装置毎に記憶する第２
の領域と、前記キャッシュメモリ中のすべてのデータを
アクセス順に並べたＬＲＵリンク中のデータ毎に、それ
までに発行したリザーブコマンドの発行回数を記憶する
第３の領域とを備え、前記リザーブコマンドの発行およ
びディスクアクセスの度にこれ等のリザーブコマンド発
行回数を更新し、前記第１の領域のリザーブコマンド発
行回数と前記第３の領域に記憶したリザーブコマンドの
発行回数の比較により、前記キャッシュメモリ中のデー
タが前記ディスク装置を専有している状態において該デ
ィスク装置から該キャッシュメモリに転送されたものか
否かを判定するように構成したので、キャッシュヒット
の際にキャッシュメモリ中のデータが有効か無効かを判
断でき、ディスク装置をリザーブする度にキャッシュメ
モリをフラッシュする必要がなく、キャッシュメモリの
データとディスク装置のデータをの整合を容易に保ち、
その整合のためのオーバヘッド時間を短縮できるという
効果がある。
【００２８】また、請求項２記載の発明によれば、ディ
スクキャッシュを管理するためのキャッシュ管理テーブ
ル中に、前記ディスク装置を占有するリザーブコマンド
の発行回数をディスク装置毎に記憶する第１の領域と、
キャッシュメモリ中に存在するデータの中で最もアクセ
スされていないものにアクセスした際のリザーブコマン
ドの発行回数をディスク装置毎に記憶する第２の領域
と、前記キャッシュメモリ中のデータをディスク装置毎
にアクセス順に並べたサブＬＲＵリンク中のデータ毎
に、それまでに発行したリザーブコマンド発行回数を記
憶する第３の領域とを備え、前記リザーブコマンドの発
行およびディスクアクセスの度にこれ等のリザーブ回数
の更新を行い、前記第１の領域のリザーブコマンド発行
回数と前記第３の領域に記憶したリザーブコマンドの発
行回数の比較により、前記キャッシュメモリ中のデータ
が前記ディスク装置を専有している状態において該ディ
スク装置から該キャッシュメモリに転送されたものか否
かを判定するように構成したので、キャッシュヒットの
際にキャッシュメモリ中のデータが有効か無効かを判断
でき、ディスク装置をリザーブする度にキャッシュメモ
リをフラッシュする必要がなく、キャッシュメモリのデ
ータとディスク装置のデータとの整合を容易に保つとと
もにリザーブ回数がオーバフローした場合およびキャッ
シュミスの場合の処理をより簡略化してオーバヘッド時
間をより短縮できるという効果がある。
スクキャッシュを管理するためのキャッシュ管理テーブ
ル中に、前記ディスク装置を占有するリザーブコマンド
の発行回数をディスク装置毎に記憶する第１の領域と、
キャッシュメモリ中に存在するデータの中で最もアクセ
スされていないものにアクセスした際のリザーブコマン
ドの発行回数をディスク装置毎に記憶する第２の領域
と、前記キャッシュメモリ中のデータをディスク装置毎
にアクセス順に並べたサブＬＲＵリンク中のデータ毎
に、それまでに発行したリザーブコマンド発行回数を記
憶する第３の領域とを備え、前記リザーブコマンドの発
行およびディスクアクセスの度にこれ等のリザーブ回数
の更新を行い、前記第１の領域のリザーブコマンド発行
回数と前記第３の領域に記憶したリザーブコマンドの発
行回数の比較により、前記キャッシュメモリ中のデータ
が前記ディスク装置を専有している状態において該ディ
スク装置から該キャッシュメモリに転送されたものか否
かを判定するように構成したので、キャッシュヒットの
際にキャッシュメモリ中のデータが有効か無効かを判断
でき、ディスク装置をリザーブする度にキャッシュメモ
リをフラッシュする必要がなく、キャッシュメモリのデ
ータとディスク装置のデータとの整合を容易に保つとと
もにリザーブ回数がオーバフローした場合およびキャッ
シュミスの場合の処理をより簡略化してオーバヘッド時
間をより短縮できるという効果がある。
【図１】ディスクキャッシュ管理テーブルの構成を表わ
す図である。
す図である。
【図２】キャッシュヒット時のフローを表わす図であ
る。
る。
【図３】ＬＲＵリンクおよびサブＬＲＵリンクを表わす
図である。
図である。
【図４】システム構成を表わす図である。
【図５】ＬＲＵリンクを表わす図である。
１ ホスト ２ ディスク装置 ４ ＬＲＵリンク ５ ＲＩＤ（領域） ６ ユニット番号・ディスクアドレス ７ 前方、後方ポインタ ８ ＣＲＳＶ（領域） ９ ＯＲＳＶ（領域） １０ サブＬＲＵリンク １１ サブＬＲＵリンク
【手続補正書】
【提出日】平成５年６月１１日
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００２１
【補正方法】変更
【補正内容】
【００２１】両者が一致しない場合には、このデータは
ディスク装置２をリザーブする前にキャッシュメモリ１
ａ−３に格納されたデータであるため、ＳＴ２−３にお
いてキャッシュメモリ１ａ−３中のデータは用いずに、
ディスク装置２から読み出したデータをホスト１Ａに転
送するとともにキャッシュメモリ１ａ−３にもこのデー
タを上書きする。さらにＳＴ２−４において、ＲＩＤ５
の値をＣＲＳＶ〔ｉ〕の値とする。次いで、ＳＴ２−５
において、このデータがＬＲＵリンク４の先頭のデータ
ブロックに移るように、ＬＲＵアルゴリズムによってポ
インタを更新する。また、上記ＳＴ２−２における比較
の結果、一致した場合にはＳＴ２−９においてキャッシ
ュメモリ１ａ−３からデータをホスト１Ａに転送し、Ｓ
Ｔ２−５を実行する。
ディスク装置２をリザーブする前にキャッシュメモリ１
ａ−３に格納されたデータであるため、ＳＴ２−３にお
いてキャッシュメモリ１ａ−３中のデータは用いずに、
ディスク装置２から読み出したデータをホスト１Ａに転
送するとともにキャッシュメモリ１ａ−３にもこのデー
タを上書きする。さらにＳＴ２−４において、ＲＩＤ５
の値をＣＲＳＶ〔ｉ〕の値とする。次いで、ＳＴ２−５
において、このデータがＬＲＵリンク４の先頭のデータ
ブロックに移るように、ＬＲＵアルゴリズムによってポ
インタを更新する。また、上記ＳＴ２−２における比較
の結果、一致した場合にはＳＴ２−９においてキャッシ
ュメモリ１ａ−３からデータをホスト１Ａに転送し、Ｓ
Ｔ２−５を実行する。
【手続補正２】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２
【補正方法】変更
【補正内容】
【図２】
Claims (2)
- 【請求項１】 ２台以上のＣＰＵがディスク装置を共有
して用いる場合のディスクキャッシュ制御方式におい
て、ディスクキャッシュを管理するためのキャッシュ管
理テーブル中に、前記ディスク装置を占有するリザーブ
コマンドの発行回数をディスク装置毎に記憶する第１の
領域と、キャッシュメモリ中に存在するデータの中で最
もアクセスされていないものにアクセスした際のリザー
ブコマンドの発行回数をディスク装置毎に記憶する第２
の領域と、前記キャッシュメモリ中のすべてのデータを
アクセス順に並べたＬＲＵリンク中のデータ毎に、それ
までに発行したリザーブコマンドの発行回数を記憶する
第３の領域とを備え、前記リザーブコマンドの発行およ
びディスクアクセスの度にこれ等のリザーブコマンド発
行回数を更新し、前記第１の領域に記憶したリザーブコ
マンド発行回数と前記第３の領域に記憶したリザーブコ
マンドの発行回数の比較により、前記キャッシュメモリ
中のデータが前記ディスク装置を専有している状態にお
いて該ディスク装置から該キャッシュメモリに転送され
たものか否かを判定することを特徴とするディスクキャ
ッシュ制御方式。 - 【請求項２】 ２台以上のＣＰＵがディスク装置を共有
して用いる場合のディスクキャッシュ制御方式におい
て、ディスクキャッシュを管理するためのキャッシュ管
理テーブル中に、前記ディスク装置を占有するリザーブ
コマンドの発行回数をディスク装置毎に記憶する第１の
領域と、キャッシュメモリ中に存在するデータの中で最
もアクセスされていないものにアクセスした際のリザー
ブコマンドの発行回数をディスク装置毎に記憶する第２
の領域と、前記キャッシュメモリ中のデータをディスク
装置毎にアクセス順に並べたサブＬＲＵリンク中のデー
タ毎に、それまでに発行したリザーブコマンド発行回数
を記憶する第３の領域とを備え、前記リザーブコマンド
の発行およびディスクアクセスの度にこれ等のリザーブ
回数の更新を行い、前記第１の領域に記憶したリザーブ
コマンド発行回数と前記第３の領域に記憶したリザーブ
コマンドの発行回数の比較により、前記キャッシュメモ
リ中のデータが前記ディスク装置を専有している状態に
おいて該ディスク装置から該キャッシュメモリに転送さ
れたものか否かを判定することを特徴とするディスクキ
ャッシュ制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5018465A JPH06231045A (ja) | 1993-02-05 | 1993-02-05 | ディスクキャッシュ制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5018465A JPH06231045A (ja) | 1993-02-05 | 1993-02-05 | ディスクキャッシュ制御方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06231045A true JPH06231045A (ja) | 1994-08-19 |
Family
ID=11972391
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5018465A Pending JPH06231045A (ja) | 1993-02-05 | 1993-02-05 | ディスクキャッシュ制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH06231045A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2013129420A1 (ja) * | 2012-02-28 | 2013-09-06 | 株式会社シー・オー・コンヴ | ネットワークブートシステム |
-
1993
- 1993-02-05 JP JP5018465A patent/JPH06231045A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2013129420A1 (ja) * | 2012-02-28 | 2013-09-06 | 株式会社シー・オー・コンヴ | ネットワークブートシステム |
| JP2013178683A (ja) * | 2012-02-28 | 2013-09-09 | Co-Conv Kk | ネットワークブートシステム |
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