JPH0773107A

JPH0773107A - ディスク・システムの制御方法

Info

Publication number: JPH0773107A
Application number: JP5220092A
Authority: JP
Inventors: Eiji Ikeda; 英二池田
Original assignee: PFU Ltd
Current assignee: PFU Ltd
Priority date: 1993-09-03
Filing date: 1993-09-03
Publication date: 1995-03-17
Anticipated expiration: 2014-08-30
Also published as: JP2943896B2

Abstract

(57)【要約】【目的】本体側に設けられたディスク・キャッシュ
と，先読みバッファを有するディスク装置とを備えるデ
ィスク・システムにおいて、データ転送を効率よく行い
得ると共に、キャッシュ・ヒット率を向上できるように
すること。【構成】シーケンシャル・アクセス時には、ディスク
装置から送られて来た要求データをディスク・キャッシ
ュを経由することなく、主記憶に転送する。シーケンシ
ャル・アクセス以外の時は、ディスク装置から送られて
来た要求データをディスク・キャッシュに格納すると共
に、主記憶に転送する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ホスト計算機側にディ
スク・キャッシュを備えると共に、ディスク装置の中に
先読みバッファを有するディスク・システムの制御方法
に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】図３は計算機システムの全体構成を示す
図である。同図において、１０はホスト計算機、１１は
中央処理装置、１２はＤＭＡコントローラ、１３は主記
憶、１４はディスク・キャッシュ、２０は先読みバッフ
ァ付きディスク装置、２１は先読みバッファ、２２はデ
ィスク装置をそれぞれ示している。

【０００３】ホスト計算機１０は、中央処理装置１１や
ＤＭＡコントローラ１２，主記憶１３，ディスク・キャ
ッシュ１４などを有している。ホスト計算機１０には、
その他、ディスプレイ装置や、キーボード、プリンタ等
が接続される。先読みバッファ付きディスク装置２０
は、先読みバッファ２１やディスク装置２２などを有し
ている。

【０００４】ディスク・キャッシュ１４は、先読みバッ
ファ付きディスク装置２０と主記憶１３の間に存在し、
先読みバッファ付きディスク装置２０からのデータをそ
の中に保持できる構成となっている。もちろん、ディス
ク・キャッシュ１４を使用せずに先読みバッファ付きデ
ィスク装置２０からのデータを主記憶１３へ直接転送す
ることも出来る。これらの制御はディスク制御プログラ
ムのＤＭＡコントローラ１２への指示によって行われ
る。

【０００５】ＤＭＡコントローラ１２は複数のチャンネ
ル（例えば、８チャンネル）を有しており、その内の一
つが主記憶１３をアクセスするために使用され、その内
の一つがディスク・キャッシュ１４をアクセスするため
に使用される。ＤＭＡコントローラ１２と先読みバッフ
ァ付きディスク装置２０との間のデータ転送は、例えば
ＳＣＳＩインタフェースを介して行われる。

【０００６】図４はディスク・キャッシュの構成を示す
図である。ディスク・キャッシュは、キャッシュ・メモ
リ，キャッシュ管理テーブル，アクセス履歴テーブルな
どから構成されている。キャッシュ・メモリは、１ＭＢ
ないし１６ＭＢ程度の大きさを有しており、ディスク内
データの一部コピーを保存する。１ブロックはディスク
装置と同サイズ（２５６バイトまたは５１２バイト）で
ある。

【０００７】キャッシュ管理テーブルは、１項目が数バ
イト（例えば２バイト）であり、キャッシュ・メモリと
１対１に対応しており、現在，キャッシュ・メモリの中
にディスクの何れの部分のデータが保持されているかを
示すテーブルである。アクセス履歴テーブルは、過去の
アクセス履歴を保持するテーブルである。詳細は後述す
る。

【０００８】図５はディスク・キャッシュ内ブロック格
納位置を説明する図である。キャッシュ・メモリのデー
タの格納位置およびそれと１対１に対応しているキャッ
シュ管理テーブルの位置を決定する方式としては、ハッ
シュ方式が使用される。具体的に言うと、キャッシュ・
メモリは１ＭＢないし１６ＭＢ程度とディスクに比較し
てかなり小さいものなので、ディスク内データの或る一
部分しか格納できないが、或るディスクのブロック位置
（アドレス）が判明すると、一意にキャッシュの位置が
決定すると言う方式である。

【０００９】動作としては、例えばキャッシュ・メモリ
が１ＭＢであるとし、ディスクの１ブロックが５１２バ
イトであるとすると、１ＭＢ（１０４８５７６バイト）
÷５１２バイト＝２０４８ブロック分のデータがキャッ
シュに格納できることになるが、この数のことをエント
リ数と言う。図５のようにキャッシュ内を、使用してい
くとする。同図において、数字はディスクのブロック・
アドレスを示す。つまり、ブロック０，ブロック２０４
８，ブロック４０９６，…はＡの位置に格納される。同
様に、ブロック１，ブロック２０４９，…はＢの位置に
格納され、ブロック２，ブロック２０５０，…はＣの位
置に格納されるように、使用していくとする。これは、
ディスクのブロックＸが与えられた場合、Ｘをエントリ
数（この場合２０４８）で割った余りによってａから何
段目かが決定するという方式である。

【００１０】すなわち、Ｘ÷（エントリ数）＝Ｙ余りｎ
とすると、このｎがａから何段目かを示す数になる。デ
ィスクのブロック・アドレスが２０５０の場合は、２０
５０÷２０４８＝１余り２となり、アドレス２０５０の
ブロックは、キャッシュ・メモリのａから数えて２段目
のＣの位置に格納される。アドレスが４０９６の場合
は、４０９６÷２０４８＝２あまり０となり、アドレス
４０９６のブロックはキャッシュ・メモリのａから数え
て０段目のＡの位置に格納される。このような方式をハ
ッシュ方式と言い、簡単なアルゴリズムでキャッシュの
格納位置を決定することが出来る。

【００１１】図６は先読みバッファ付きディスク装置の
構成例を示す図である。同図において、２０は先読みバ
ッファ付きディスク装置、２１は先読みバッファ、２２
はディスク装置、２３はコントローラをそれぞれ示して
いる。先読みバッファ２１は、２５６ＫＢないし５１２
ＫＢ程度の大きさを有している。コントローラ２３は、
例えばマイクロプロセッサから構成されている。

【００１２】図７はディスク制御プログラムの制御フロ
ーを示す図である。先ず、ディスクからデータをリード
する場合について説明する。ソフトウェアから、ディス
ク・データのリード要求があった場合、ディスクの読取
り開始ブロック・アドレスとブロック数が渡される。こ
れに基づき、ディスク制御プログラムはキャッシュ管理
テーブルをサーチして、キャッシュ・メモリ内に該当デ
ータが存在するかどうかをチェックする。存在すればヒ
ットと言い、存在しなければミスヒットという。

【００１３】ヒットの場合、キャッシュ・メモリからデ
ータを主記憶へ転送し、ディスク装置にはアクセスしな
い。これによってディスク装置を高速に見せている。ミ
スヒットの場合、アクセス履歴によって、シーケンシャ
ル・アクセス（順編成ファイルへのアクセス等が此れに
該当する）かどうかを判断し、シーケンシャルアクセス
の場合は先読み分を含めた分のリードを先読みバッファ
付きディスク装置に要求し、そうでなければ要求分のみ
のリードを先読みバッファ付きディスク装置に要求す
る。

【００１４】先読みバッファ付きディスク装置から転送
されたデータは、ディスク・キャッシュの該当位置に格
納されると同時に要求分は主記憶へ転送される。その後
で、キャッシュ管理テーブルの更新（新たに先読みバッ
ファ付きディスク装置からキャッシュに転送されたデー
タに対して）が行われる。これで、一回のソフトウェア
からの起動が終了する。この後のソフトからの起動で、
先程と同じデータの要求があった場合、もしくはシーケ
ンシャル・アクセスで後続のデータの要求があった場合
は、キャッシュにヒットする可能性が高い。

【００１５】次に、ディスクにデータをライトする場合
の動作について説明する。ライト時にはリードのように
ヒット／ミスヒットはない。ソフトウェアから主記憶デ
ータのディスクへのライト要求（格納指示）があった場
合、リードの場合と同様にディスクの書込み開始ブロッ
ク・アドレスとブロック数が渡される。これに基づき、
ディスク制御プログラムは、ディスク・キャッシュ上の
格納位置を決定し、主記憶上のデータをディスク・キャ
ッシュに転送すると同時に先読みバッファ付きディスク
装置にもデータを書き込むための処理を行う。両方の転
送が終了した時点でキャッシュ管理テーブルの該当項目
を更新する。これで、ソフトウェアからの一回のライト
起動が終了する。この後のソフトウェアからの起動で、
先ほどライトしたデータと同じデータのリード要求があ
った場合は、ディスク・キャッシュにヒットする可能性
が高い。

【００１６】図８は従来のホスト側ディスク・キャッシ
ュの先読み動作を説明するための図である。同図におい
て、はディスク装置からキャッシュへの先読み分も含
めたリード、はディスク・キャッシュから主記憶への
要求分のみの転送、はディスク・キャッシュにおける
先読み分、は先読みバッファにおける先読み分をそれ
ぞれ示している。

【００１７】いま、ソフトウェアからディスク・データ
のリード要求があり、ディスクの読取り開始ブロック・
アドレス＝Ｘ、ブロック数＝Ｙ１，主記憶アドレス＝Ｚ
であったと仮定する。ホスト計算機１０（実際にはディ
スク制御プログラム）は、このリード要求で指定された
データがディスク・キャッシュ１４にあるか否かを調
べ、ない場合にはアクセス履歴を参照して、シーケンシ
ャル・アクセスか否かを調べる。シーケシンャル・アク
セスの場合には、先読み分をＹ２とし、開始ブロック・
アドレス＝Ｘ、ブロック数＝Ｙ１＋Ｙ２をパラメータと
して持つリード・コマンドを先読みバッファ付きディス
ク装置２０に送る。

【００１８】先読みバッファ付きディスク装置２０は、
リード・コマンドを受け取ると、リード・コマンドで指
定されたブロックが先読みバッファ２１にあるか否かを
調べる。ある場合には、ブロック・アドレス＝Ｘを先頭
とする（Ｙ１＋Ｙ２）ブロックを先読みバッファ２１か
ら読み出してホスト計算機１０に送る。ホスト計算機１
０（実際にはＤＭＡコントローラ１２）は、ブロック・
アドレス＝Ｘを先頭とする（Ｙ１＋Ｙ２）ブロックをデ
ィスク・キャッシュ１４に書き込み、ブロック・アドレ
ス＝Ｘを先頭とするＹ１ブロックを主記憶１３のアドレ
スＺ以降の領域に書き込む。

【００１９】リード・コマンドで指定されたデータが先
読みバッファ２１にない場合は、先読みバッファ付きデ
ィスク装置２０は、リード・コマンドで指定されたデー
タを含む所定数（例えば１０００）のブロックをディス
ク装置２２から読み出して先読みバッファ２１に格納す
ると共に、ブロック・アドレス＝Ｘを先頭とする（Ｙ１
＋Ｙ２）ブロックを読み出してホスト計算機１０に送
る。それ以後の動作は前述した通りである。

【００２０】図９はディスク装置からデータをリードす
る場合のホスト計算機の処理を示す図である。先読みバ
ッファ付きディスク装置からデータをリードする場合、
ソフトウェアからは、ディスクの読取り開始ブロック・アドレスブロック数主記憶のメモリ・アドレスの３つの情報が渡される。このうち、との情報は、
リード・コマンドのパラメータとして、先読みバッファ
付きディスク装置に渡される。先読みバッファ付きディ
スク装置から該当のデータがインタフェース・バスを介
してホスト計算機に流れて来る。このとき、の情報を
用いてＤＭＡコントローラによって主記憶に展開する。

【００２１】図１０は先読みバッファ付きディスク装置
の先読みバッファの構造を示す図である。先読みバッフ
ァの全体のサイズは２５６ＫＢないし５１２ＫＢ程度で
あり、これをセグメント数と呼ばれる分割数で分割して
保持している。セグメント数は通常は４ないし８程度で
あり、したがって、１セグメント当たり３２ないし１２
８ＫＢ程度と言うことになる。

【００２２】この先読みバッファは、２ポート構成とな
っており、ディスク媒体から読み取って先読みバッファ
に格納するポートと、インタフェース・バスから外部へ
送出するポートとを持っており、媒体からデータを読取
りながら外部へ送出することが出来るようになってい
る。なお、どれかを上書きして使用することになるが、
どれを使用するかはＬＲＵ（Ｌeast Ｒecentry Ｕsed
）という有名なアルゴリズムを使用して決定する。つ
まり、最も古い（最も以前の）アクセスで使用されたバ
ッファを潰して使用し、今度はそのバッファを最新のも
のとして登録しておくので、常になるべく新しいデータ
をバッファに保持することが出来る仕組みである。

【００２３】１つの先読みバッファのサイズは３２ＫＢ
ないし１２８ＫＢ程度であるが、３２ＫＢの場合を想定
する。ディスクの１ブロックのサイズを５１２バイトと
すると、３２ＫＢ（３２７６８バイト）÷５１２バイト
＝６４ブロック分のデータを１個の先読みバッファの中
に保持できることになる。図示しないが、各先読みバッ
ファに対応して管理テーブルが存在し、各管理テーブル
は、対応する先読みバッファの各ブロック格納域にどの
ブロック・アドレスのデータが格納されているかを示す
情報を保持している。

【００２４】図１１および図１２はリード時の先読みバ
ッファ付きディスク装置の処理を示す図である。ホスト
からリード・コマンドが送られてくると、ブロック・ア
ドレスとブロック数が渡されるので、先読みバッファ付
きディスク装置内のコントローラは、ディスク媒体の該
当位置へヘッドを移動する（シークという）。そして、
目的のブロックを見つけて、データを先読みバッファの
一つへ格納していく。これと同時に、外部送出用のポー
トから外部へデータを送出していく。

【００２５】このようにホスト計算機からのリード・コ
マンドに基づいて該当データを転送していくわけである
が、例えば、ホスト計算機の要求ブロックが１０ブロッ
クだったと仮定する。１個の先読みバッファ（１セグメ
ント）は、６４ブロック分のデータを保持できるわけで
あるから、ホスト計算機へのデータ転送が終了した後も
５４ブロック分のデータを継続して先読みして、先読み
バッファに格納していく。その後のホスト・アクセスが
先程の後続データであれば、先読みバッファにヒットす
ると言う仕組みである。

【００２６】先読み中にホストからの新たなリード・コ
マンドを受け取った場合は、図１２のフロー中の最後の
☆印の箇所でチェックが入り、そのコマンドの要求デー
タが先程の後続データであればそのまま先読みバッファ
中に入りつつあるデータをホスト計算機へ転送し、後続
データでなければ先読み動作は速やかに中止して、新た
なリード・コマンドの処理を行う。これによって、性能
劣化を防いでいる。

【００２７】図１３および図１４はシーケンシャル・ア
クセス判断処理を示す図である。図７の制御フローにお
いて、アクセス履歴を参照して、シーケンシャル・アク
セスか否かの判断を行っているが、過去１６回までのア
クセス履歴を記憶しておくために、“アクセス履歴テー
ブル”と呼ばれるテーブルを持っている。これは、ソフ
トウェアからのリード指示が発行された場合、その開始
ブロック・アドレスとブロック数を加算したもの（４バ
イト）を１６通り覚えておくもので、６４バイトのテー
ブルとなっている。図１３および図１４はシーケンシャ
ル・アクセス判断処理のフローを示す。図示のアルゴリ
ズムを使用することによって、今回のアクセスがシーケ
ンシャルアクセスかどうかが、ＳＥＱフラグのＯＮ／Ｏ
ＦＦによって判明する。さらに今回のアクセス状況が新
たにテーブルに追加されることになる。

【００２８】図１５はアクセス履歴テーブルの遷移の例
を示す図である。図１５(a) は初期状態を示す。初期状
態では、アクセス履歴テーブルの各項目（行）には、Ｆ
ＦＦＦＦＦＦＦが格納されている。ディスクの最大容量
の関係上、ＦＦＦＦＦＦＦＦはあり得ないため、この値
を設定している。００００００００にすると、００００
００００が開始ブロックとなるアクセスが、常にシーケ
ンシャル・アクセスと誤認識されてしまう。

【００２９】アクセス履歴テーブルが図１５(a) の状態
の下でブロック００００００００から１０ブロックのリ
ード要求があった場合には、アクセス履歴テーブルの内
容は図１５(b) のように変化する。シーケンシャル・ア
クセス判断のアルゴリズムを使用すると、テーブルの項
目内に００００００００が存在しないため、シーケンシ
ャル・アクセスでないと判断される。最初のアクセスは
常にシーケンシャル・アクセスでないと判断されるが、
最初だけなので、頻度は最小限である。

【００３０】アクセス履歴テーブルが図１５(b) の状態
の下でブロック００００００１０から１０ブロックのリ
ード要求があった場合には、アクセス履歴テーブルの内
容は図１５(c) のように変化する。アクセス履歴テーブ
ルの項目内に００００００１０と言う項目が存在するた
め、シーケシンシャル・アクセスと判断される。図１５
(b) のテーブル状態から００００００１０の箇所が更新
されて、００００００１０＋１０＝００００００２０と
なり、図１５(c) のようになる。

【００３１】その後、様々なアクセスがあって、アクセ
ス履歴テーブルの内容が図１５(d)のようになったと仮
定する。アクセス履歴テーブルが図１５(d) の状態の下
でブロック００２２２２２２から８ブロックのリード要
求があった場合には、アクセス履歴テーブルの内容は図
１５(e) のように変化する。アクセス履歴テーブルの項
目内に００２２２２２２と言う項目が存在するため、シ
ーケンシャル・アクセスと判断される。図１５(d) のテ
ーブルの状態から００２２２２２２の箇所が更新され
て、００２２２２２２＋８＝００２２２２２Ａとなり、
且つその項目が先頭（最新箇所）となり、古い項目は後
ろにずれる。

【００３２】アクセス履歴テーブルが図１５(e) の状態
の下でブロック００００ＡＢＣＤから２ブロックのリー
ド要求があった場合には、アクセス履歴テーブルの内容
は図１５(f) のように変化する。アクセス履歴テーブル
の項目内に００００ＡＢＣＤと言う項目が存在しないた
め、シーケンシャル・アクセスでないと判断される。図
１５(e) のテーブル項目に００００ＡＢＣＤ＋２＝００
００ＡＢＣＦの項目が追加され、且つ其の項目が先頭
（最新箇所）となり、古い項目が後ろにずれる。このと
き、最も古い００００００２０が追い出される（アクセ
ス履歴テーブルから削除される）。

【００３３】従来の技術では、ディスク・キャッシュの
中に、 i) アクセス要求のあったブロックのデータを保持す
る。（ソフトの“データの再使用”と言う性質を利用） ii) アクセス要求のあったブロックの後続データを先読
みして保持する。（ソフトの" 参照の局所性" と言う性
質を利用）などの動作を行い、ディスク装置を高速に見せている。
しかし、最近のディスク装置は、装置内に先読みバッフ
ァを装備しており，ii) の機能は意味がなくなってい
る。

【００３４】

【発明が解決しようとする課題】上述した従来の技術に
は、以下のような問題点がある。 (a) 以降のリード要求で、ディスク・キャッシュ内の先
読みのデータがヒットされることが予測されるが、この
ときディスク・キャッシュのデータを主記憶へ転送する
時間と、先読みバッファ付きディスク装置の先読みバッ
ファのデータをホスト側キャシュを介さずに主記憶へ転
送する時間は同等であり、ディスク・キャッシュの効果
はなくなる。 (b) そればかりか、先読みバッファ付きディスク装置か
らの先読みデータの転送でディスク・キャッシュ内の旧
データが消失してしまうため、ディスク・キャッシュの
使用効率が悪く、結果的に全体を通したヒット率が低下
する。すなわち、シーケンシャル・アクセス時は、ホス
ト側キャッシュがあってもなくても性能は変わらない。
また、ディスク装置側からの転送速度が高速になると、
ディスク・キャッシュが付加されている方が遅くなると
言う性能逆転現象が発生する。

【００３５】次にシーケンシャル・アクセスでない場合
を考える。 (1) ディスク装置側のバッファが主に先読み用に考えら
れていること。 (2) （ホスト側キャッシュ容量）＞（ディスク側先読み
バッファ容量）であること。 (3) ディスク・アクセス時は、どのような場合でも、先
読みバッファ付きディスク装置の先読みバッファを使用
してしまうこと。等の理由により先読みバッファのデータ保持性は低いと
言える。すなわち、シーケンシャル・アクセス以外の場
合は、ディスク装置側の先読みバッファにキャッシュと
しての効果は期待できない。なお、シーケンシャル・ア
クセスの場合は、一度使用されたデータは二度と使用し
ない場合が多いので、データ保持性は低くても問題はな
い。

【００３６】本発明は、この点に鑑みて創作されたもの
であって、データ転送を効率良く行い得るとともに、キ
ャッシュ・ヒット率を向上できるようになったディスク
・システムの制御方法を提供することを目的としてい
る。

【００３７】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。請求項１のディスク・システムの制御方法
は、主記憶(13)と、ディスク・キャッシュ(14)と、先読
みバッファ(21)およびディスク装置(22)を有する先読み
バッファ付きのディスク装置(20)とを具備するディスク
・システムの制御方法であって、シーケンシャル・アク
セス時には、先読みバッファ付きディスク装置(20)から
送られて来た要求データを，ディスク・キャッシュ(14)
に格納することなく，主記憶(13)に格納し、シーケンシ
ャル・アクセス以外の時には、先読みバッファ付きディ
スク装置(20)から送られて来た要求データをディスク・
キャッシュ(14)に格納すると共に、主記憶(13)に格納す
ることを特徴とするものである。

【００３８】

【作用】図１(a) を参照して、シーケンシャル・アクセ
ス時の動作について説明する。先読みバッファ付きディ
スク装置２０は、ホスト計算機からのリード要求を受け
取ると、ディスク装置２２から要求データＤと，それに
続く先読分のデータＤ′を読み出し、要求データＤと先
読み分のデータＤ′を先読みバッファ２１に格納し、要
求データＤをホスト計算機側に転送する。ホスト計算機
側は、シーケンシャル・アクセス時には要求データＤを
ディスク・キャッシュ１４に格納することなく、受け取
った要求データＤを主記憶１３に格納する。

【００３９】図１(b) を参照して、シーケンシャル・ア
クセス以外の時の動作について説明する。先読みバッフ
ァ付きディスク装置２０は、ホスト計算機からのリード
要求を受け取ると、ディスク２２から要求データＤと，
それに続く先読分のデータＤ′を読み出し、要求データ
Ｄと先読み分のデータＤ′を先読みバッファ２１に格納
し、要求データＤをホスト計算機側に転送する。ホスト
計算機側は、シーケンシャル・アクセス以外の時には要
求データＤをディスク・キャッシュ１４３に格納すると
共に、要求データＤを主記憶１３に格納する。

【００４０】本発明では、シーケンシャル・アクセス時
にはディスク・キャッシュにデータを格納せず、シーケ
ンシャル・アクセス以外の時には要求分のみをディスク
・キャッシュに格納しているので、ディスク・キャッシ
ュ内の旧データの消失を最小限にすることができ、ディ
スク・キャッシュのデータはその後のシーケンシャル・
アクセス時でも消失しない。また、数回のディスク・ア
クセス後、同一のデータの再要求があった場合には、こ
のディスク・キャッシュにより、ヒットが期待できる。
もし、このようなディスク・キャッシュが無く、ディス
ク内の先読みバッファのみでキャッシュを構成した場合
は、数回のディスク・アクセス後、同一データの再要求
があった場合は、数回のディスク・アクセス中にデータ
が消えてしまうので、ヒットが期待できない。

【００４１】

【実施例】図２は本発明における動作フローを示す図で
ある。本発明を実施するためのハードウェア構成は、従
来例と同じである。本発明と従来例の相違は、ディスク
制御プログラムの一部が相違するだけである。すなわ
ち、図７において、「該当アクセス履歴更新」→「先読
み分を含めてディスク起動．データはキャッシュに格
納」→「キャッシュ管理テーブル更新」→「要求分のみ
キャッシュから主記憶転送」と言う処理の流れがある
が、本発明はこの処理の流れの部分を変更したものであ
る。ステップＳ１では、ソフトウェアからのリード要求
を受け取る。ステップＳ２では、過去何回かのアクセス
履歴を参照する。ステップＳ３では、シーケンシャル・
アクセスか否かを調べる。ＹＥＳの場合はステップＳ４
に進み、ＮＯの場合はステップＳ７に進む。

【００４２】ステップＳ４では、該当アクセス履歴を更
新する。ステップＳ５では、ディスクにリード起動を送
る。この場合は、ホスト側のディスク・キャッシュは使
用しない。ステップＳ６では、ディスクからのデータを
そのまま主記憶へ転送する。

【００４３】ステップＳ７では、アクセス履歴を追加す
る。ステップＳ８では、ディスクにリード起動を送る。
ステップＳ９では、ソフトからの要求分のみキャッシュ
にデータ格納する。ステップＳ１０では、キャッシュか
ら主記憶へデータ転送する。

【００４４】

【発明の効果】以上の説明から明らかなように、本発明
によれば、キャッシュ・ヒット率を向上できると共に、
効率よくデータを転送することが可能となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図である。

【図２】本発明における動作フローを示す図である。

【図３】計算機システムの全体を示す図である。

【図４】ディスク・キャッシュの構成を示す図である。

【図５】ディスク・キャッシュ内ブロック格納位置を説
明するための図である。

【図６】先読みバッファ付きディスク装置の構成を示す
図である。

【図７】ディスク制御プログラムの制御フローを示す図
である。

【図８】従来のホスト側ディスク・キャッシュの先読み
動作を説明する図である。

【図９】ディスク装置からデータをリードする場合のホ
スト計算機の処理を示す図である。

【図１０】ディスク装置内の先読みバッファの構造を示
す図である。

【図１１】リード時のディスク装置の処理を示す図であ
る。

【図１２】リード時のディスク装置の処理（続き）を示
す図である。

【図１３】シーケンシャル・アクセス判断処理を示す図
である。

【図１４】シーケンシャル・アクセス判断処理（続き）
を示す図である。

【図１５】アクセス履歴テーブルの遷移の例を示す図で
ある。

【符号の説明】

１０ホスト計算機１１中央処理装置１２ＤＭＡコントローラ１３主記憶１４ディスク・キャッシュ２０先読みバッファ付きディスク装置２１先読みバッファ２２ディスク装置２３コントローラ

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】主記憶(13)と、ディスク・キャッシュ(14)と、先読みバッファ(21)およびディスク装置(22)を有する先
読みバッファ付きのディスク装置(20)とを具備するディ
スク・システムの制御方法であって、シーケンシャル・アクセス時には、先読みバッファ付き
ディスク装置(20)から送られて来た要求データを，ディ
スク・キャッシュ(14)に格納することなく，主記憶(13)
に格納し、シーケンシャル・アクセス以外の時には、先読みバッフ
ァ付きディスク装置(20)から送られて来た要求データを
ディスク・キャッシュ(14)に格納すると共に、主記憶(1
3)に格納することを特徴とするディスク・システムの制
御方法。