JPH11224164A

JPH11224164A - 磁気ディスクサブシステム

Info

Publication number: JPH11224164A
Application number: JP10025352A
Authority: JP
Inventors: Takahiko Takeda; 貴彦武田; Mamoru Touraku; 守東落; Kenichi Hirama; 顕一平間
Original assignee: Hitachi Software Engineering Co Ltd; Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Software Engineering Co Ltd; Hitachi Ltd
Priority date: 1998-02-06
Filing date: 1998-02-06
Publication date: 1999-08-17

Abstract

(57)【要約】【課題】縮少論理ボリュームと通常論理ボリュームとが
混在するディスクサブシステムでは、キャッシュメモリ
ミスが発生した場合に縮少容量ボリュームを多く持つデ
ィスクアレイへのアクセスでのディスク競合が発生し易
い。【解決手段】磁気ディスクサブシステムでは、ＬＲＵ法
のもとにキャッシュメモリを管理している。そこで、縮
小論理ボリューム上のデータと通常論理ボリューム上の
データとでＬＲＵのデータ列に加える位置を変えること
により、縮小論理ボリュームのデータがキャッシュメモ
リに長く滞在するようにする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ディスクアレイサ
ブシステムの制御技術に関し、特にディスクアレイ上に
設けられる論理ボリュームの容量が異なるディスクアレ
イサブシステムにおいて好適な制御方式ならびにサブシ
ステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】計算機システムでは、中央処理装置（以
下、ＣＰＵ）の処理能力に比べディスクアレイサブシス
テムの記憶媒体であるディスクの処理能力が遅いため、
ディスクの処理能力がボトルネックとなりＣＰＵ側の処
理速度が向上しないという問題がある。ディスクアレイ
サブシステムの場合、複数の論理ボリュームを複数のデ
ィスク上に配置することを行っており、複数の論理ボリ
ュームのデータに対しアクセスする時間が重なる場合は
ディスクの競合によるボトルネックは顕著なものにな
る。縮少容量論理ボリューム（以下、縮少容量ボリュー
ム）機能によって容量を縮少化された論理ボリュームを
多く配置するディスクアレイの場合は、そうでないディ
スクアレイに比べてディスクの競合はさらに増え、ボト
ルネックによる処理能力の低下はよりいっそう顕著なも
のとなる。

【０００３】一般的なボトルネックを解決する手段とし
ては、サブシステムのキャッシュメモリが用いられる。
このキャッシュメモリはディスクとＣＰＵとの間に位置
し、ＣＰＵからのライト命令を処理する場合はＣＰＵか
らのライトデータを一時受け取った後でライト命令とは
非同期にディスクに反映するためのライトアフタ用のバ
ッファとして用いたり、ライト後のモディファイリード
時のリードヒットを期待してキャッシュメモリ上に一定
時間データを保持するために用いられる。また、ＣＰＵ
からのリード命令を処理する場合にディスクから読み出
したデータをＣＰＵへ転送してもキャッシュメモリから
すぐにデータを追い出さず、再アクセス時のヒットを期
待してキャッシュメモリ上にデータを保持したり、ディ
スクアレイ制御装置の学習予測によってＣＰＵからのア
クセスが予想されるデータをディスクの空き時間を利用
してディスクからキャッシュメモリ上に先読みし、実際
にアクセスがあったときはキャッシュヒットとして処理
する。

【０００４】しかし、キャッシュメモリはディスクに比
べ高価なために、一般的にはサブシステムを構成するデ
ィスクアレイの容量より少ない容量のメモリで構成され
る。サブシステムが複数の論理ボリュームを有する場合
は、キャッシュメモリの少ない容量を効率的に利用する
ため複数の論理ボリュームでキャッシュメモリを共用し
合う。したがって、ボトルネックを解決または緩和する
ことによりシステム性能を最適化するにはキャッシュメ
モリ上に保持するデータをより最適な手段を用いて管理
する必要がある。

【０００５】キャッシュメモリ上のデータを管理する手
段として、従来から最も広く使用されているのがＬＲＵ
方式である。これは、キャッシュメモリを論理的にディ
スクのトラック容量の単位などで分割して（以下、一つ
の分割単位をセグメントと呼ぶ）ディスクからデータを
読み出した時やＣＰＵからデータを受け取った時にデー
タをセグメントに格納する。そして、「最も新しくアク
セスされたデータは将来も参照される可能性が高い」と
いう仮定のもとに、アクセスのあった順にセグメントを
ＬＲＵ管理し、新しくキャッシュメモリへのデータ格納
要求が発生した場合に最も古くアクセスされたデータを
セグメントから追い出して新しいデータを格納する方法
である。したがってキャッシュメモリ上は、最も近い過
去にアクセスされた順にデータが残る。

【０００６】ところが、前記ＬＲＵ方式のアルゴリズム
で管理しても、アクセス頻度やアクセスパターンの異な
るデータを同一のキャッシュメモリ上で管理しようとす
る場合、例えば同じ頻度でキャッシュメモリに書き込み
が行われても、大きな単位でＣＰＵから書き込まれるシ
ーケンシャルなデータはキャッシュメモリ上に残るが少
量でランダムに書き込まれるデータはキャッシュメモリ
上に残りづらくなるといった類の問題が残る。そこで、
特開平２−３５５４４号公報には、キャッシュメモリか
ら追い出されてしまったデータの管理情報を管理する手
段を用いて、その管理するデータに再びアクセスがあっ
た場合はそのデータをアクセス頻度が高いデータである
と想定し優先的にキャッシュメモリ上に残すという、ア
クセス頻度の高さに着目したキャッシュメモリ管理アル
ゴリズムが記載されている。

【０００７】しかしながら、ＣＰＵから発行される論理
ボリュームへの処理命令の発行間隔は、ディスクアレイ
サブシステムが命令を処理する時間に依存する。例えば
同じ数の処理命令を縮少容量ボリュームを多く配置する
ディスクアレイとそうでないディスクアレイとにおい
て、各論理ボリュームに対して実行した場合、後者のデ
ィスクアレイの方がディスクネックが少ない分だけ処理
時間が速く、論理ボリュームとしては処理命令が多く処
理される。その結果、処理を開始してからのある一定時
間内のアクセス頻度として見た場合、後者のディスクア
レイの論理ボリュームのデータへのアクセスは高いもの
として見える。このように、アクセス頻度がサブシステ
ムのボリューム構成に依存される場合には、アクセス頻
度の高さに着目した解決手段を用いた場合でも、目的と
するボトルネックは解消されない。

【０００８】このような問題は、サブシステム配下のデ
ィスク全てに均一に論理ボリュームを分散させて配置す
れば、最も簡単に解決することができる。しかし、新規
サブシステムを導入する場合を除き、稼働中のサブシス
テムへのディスクアレイの増設などを実施する場合は既
存の稼働中のシステムを停止したうえでの構成変更作業
やデータ移行処理が必要となるため利用者側に負担をか
けることになる。また、ディスクの余剰領域に縮少容量
ボリュームを形成する場合や、未使用の通常論理ボリュ
ームを縮少容量ボリュームに分割する場合には、論理ボ
リュームを均一に分散して配置することは不可能であ
る。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】上述した従来技術によ
れば、最も近い過去にアクセスされたアクセス頻度の高
いデータをキャッシュヒットさせることが可能である反
面、サブシステム配下のディスクに縮少容量ボリューム
を多く配置するものとそうでないものが混在し、ディス
クネックが要因となってアクセス頻度を低下して見えて
しまう論理ボリュームについて、その論理ボリューム上
のデータを結果的にキャッシュメモリミスする方向へ加
速させてしまう。しかし、このように不利な論理ボリュ
ーム上のデータはキャッシュメモリ上での保持方法を工
夫すればヒットとなりうる可能性が出てくるはずであ
る。ヒットすれば、従来のキャッシュメモリ管理アルゴ
リズムに準じてさらにヒット率を向上させることが可能
であり、その分ディスクへのアクセスが減ることから相
乗効果も期待できる。

【００１０】大型汎用機のシステムに塔載されるシステ
ムＯＳは、論理ボリューム上にあるデータをアクセスす
る間、他のシステムとを論理ボリューム単位で排他す
る。しかし、論理ボリューム容量の関係上、一つの論理
ボリュームに複数のデータセットが格納され、また複数
のシステム間でシェアされた使われ方をするために、排
他をかけられた別のシステムからすると論理ボリューム
上の別のデータセットをアクセスしたくても、排他が解
除されるまで待たされることになる。そこで、データセ
ットの容量単位で論理ボリュームを分けることを目的と
した縮少容量ボリューム技術がディスクアレイで実現さ
れた。

【００１１】ディスクアレイは、複数のディスクで構成
されるため、同時に複数のシステムから要求を受け付け
ても、ディスク競合が発生しなければ要求を処理可能な
ためである。ところが、縮少容量ボリュームに分割して
も、最終的にディスクの処理能力が限界性能となるた
め、ピーク処理要求時のスループットとしてみた場合、
縮少容量ボリュームとして分割する以前と性能は変わら
ず、縮少容量ボリューム導入時のデータセット再配置作
業などの手間がかかるだけであってメリットは期待され
るほどでなかった。

【００１２】しかし、縮少容量ボリュームに再配置化し
てまで使用するデータは、それなりの優先度を持ってア
クセスされるデータであるという仮定に着眼して、縮少
容量ボリューム上のデータをキャッシュメモリヒットす
る方向に導けば、自ずと限界性能は向上しシステム性能
も向上すると考えた。

【００１３】本発明の目的は、キャッシュメモリ管理ア
ルゴリズムに、縮少容量ボリューム上のデータを優先さ
せて保持する手段を追加することにより、縮少容量ボリ
ュームを多く配置するディスクアレイのディスクネック
を緩和し、システム性能を向上させるキャッシュメモリ
管理方式ならびにサブシステムを提供することである。

【００１４】

【課題を解決するための手段】上述した目的を達成する
ため、本発明によるディスクアレイサブシステムは、キ
ャッシュメモリにデータを格納するためにキャッシュメ
モリを論理的に分割した単位であるセグメントとセグメ
ントのメモリアドレスを格納する為のセグメントコント
ロールブロック（ＳＧＣＢ）と、論理ボリュームアドレ
ス（論理ボリューム番号（ＬＤＥＶ＃）、論理ボリュー
ム上のシリンダ番号（ＣＹＬ＃）及びヘッド番号（ＨＤ
＃））からキャッシュメモリ上にアクセスのある論理ボ
リューム上のデータが存在するか否かを高速にサーチす
るためのディレクトリテーブルとを有する。セグメント
上にデータが格納されている場合、そのデータに相当す
る論理ボリュームアドレスの前記ディレクトリテーブル
にはＳＧＣＢポインタが格納され、キャッシュメモリ上
にデータが存在した場合の格納セグメントを知る手段を
備える。

【００１５】また、前記ＳＧＣＢは、サブシステムにつ
ながる上位ＣＰＵからのアクセスが発生した順にＳＧＣ
Ｂを並ベるために前・後方向ＳＧＣＢを指し示すポイン
タを有し、接続されたＳＧＣＢ列はＬＲＵを形成する。

【００１６】また、前記ＬＲＵを管理する為にＬＲＵテ
ーブルを備え、前記ＬＲＵテーブルはＬＲＵの最新ＳＧ
ＣＢを指し示す最新ポインタ、最古ＳＧＣＢを指し示す
最古ポインタと、ＬＲＵに接続されるＳＧＣＢ列の途中
を指し示すための中間ポインタを備える。さらに、ＬＲ
Ｕにエントリしている総ＳＧＣＢ数を管理するためのカ
ウンタと、最新ポインタから中間ポインタまでの間にエ
ントリしているＳＧＣＢ数のカウンタを備える。

【００１７】また、サブシステムの構成情報を管理する
構成情報管理テーブルには、論理ボリュームが定義され
たときに、縮少容量ボリュームであるか否かを示す論理
ボリューム構成情報と、縮少容量ボリューム数と通常容
量論理ボリューム数の比を管理する縮少・通常容量ボリ
ューム比率情報を作成して格納する。

【００１８】アクセスのあったデータが格納されたセグ
メントに対応するＳＧＣＢを、前記ＬＲＵにエントリす
る際、論理ボリューム構成情報を参照し、データが縮少
容量ボリューム上のものである場合は前記最新ポインタ
の指すＬＲＵ位置にエントリする。そして、通常容量の
論理ボリューム上のデータである場合は前記中間ポイン
タの指すＬＲＵ位置にエントリするようにすれば、通常
容量ボリューム上のデータが最古ポインタ側に位置して
キャッシュメモリより追い出されるので、縮小容量ボリ
ューム上のデータが優先的にキャッシュメモリ上に保持
される。ただし、キャッシュメモリの容量が実装される
ディスク容量に比べて少量であること、また縮少容量ボ
リュームのデータを優先してキャッシュ上に残し過ぎれ
ばアクセスの来ないデータをいつまでもキャッシュメモ
リ上に保持することになりかねないことから、前記縮少
・通常容量ボリューム比率に従い、ＬＲＵテーブルの中
間ポインタの位置を決定する。決定方法としては、中間
ポインタから最新ポインタの間のＳＧＣＢ数とＬＲＵテ
ーブルにエントリする総ＳＧＣＢ数との比はキャッシュ
メモリ上に優先的に残そうとする縮少容量ボリュームの
データがキャッシュメモリ上に占める占有率を示してい
る。この占有率が縮少・通常容量ボリューム比率を超え
た場合、中間ポインタを最新ポインタ側のＳＧＣＢを指
すように調整する。

【００１９】また上述の縮少容量ボリュームのキャッシ
ュメモリ占有率をサブシステムの外部より調整可能な手
段を備えれば、縮少容量ボリュームのキャッシュメモリ
上でのデータ保持の優先度を変えることも可能である。

【００２０】また、縮少容量ボリュームのキャッシュメ
モリ占有率の他に、中間ポインタを最新ポインタ側に動
かす手段として、ＬＲＵテーブルにエントリした時刻を
ＳＧＣＢに格納することを実施し、サブシステムの外部
より縮少容量ボリュームのキャッシュメモリ滞在時間を
調整可能な手段を備えれば、中間ポインタの次の後方側
（最新ポインタ方向につながるＳＧＣＢを後方とする）
のＳＧＣＢ（縮少容量ボリュームのデータとしては最
古）のエントリ時刻をチェックし前記滞在時間を超えた
場合に中間ポインタを先程チェックしたＳＧＣＢにずら
すことで、縮少容量ボリュームのデータのキャッシュメ
モリ上での保持時間を調整することが可能となる。

【００２１】さらに、縮少容量ボリュームであるか否か
を示す論理ボリューム構成情報の代わりに、サブシステ
ムの外部から優先的にキャッシュメモリ上に保持する縮
少容量ボリュームを選択する手段や縮少容量ボリューム
上のＣＹＬ＃・ＨＤ＃を選択する手段とこれら優先保持
管理構成情報を持たせれば、キャッシュメモリ上に優先
的に保持する縮少容量ボリュームまたはデータを限定す
ることができ、特定の縮少容量ボリュームのキャッシュ
メモリヒット率を向上させることが可能である。

【００２２】

【発明の実施の形態】以下、本発明の持つシステム性能
を向上するために縮少容量ボリューム上のデータを優先
させてキャッシュメモリに保持する制御方式ならびサブ
システムの実施例について図を用いて説明する。

【００２３】図１は、本発明を適用したディスクアレイ
制御装置１を含む、計算機システムを説明するものであ
る。１２ａ〜１２ｃは、ディスクアレイ制御装置をシェ
アするＣＰＵである。ディスクアレイ制御装置１は、上
位ＣＰＵとのチャネルＩ／Ｆを制御するチャネルアダプ
タ（ＣＨＡ）５ａ〜５ｃと、下位ディスクとのＩ／Ｆを
制御するディスクアダプタ（ＤＫＡ）６ａ〜６ｃと、各
アダプタより参照・書き込みされる共有メモリ７と、デ
ータの格納に使用されるキャッシュメモリ８と、システ
ム時間を逐次提供可能なタイマ１０を持つ。２ａは、４
つのディスク３ａ〜３ｄより構成されるディスクアレイ
であり、３つの通常容量論理ボリューム４０ａ〜４０ｃ
が配置されている。２ｂは、４つのディスク３ｅ〜３ｈ
より構成されるディスクアレイであり、１つの通常容量
論理ボリューム４０ｄと４つの縮少容量論理ボリューム
４０ｅ〜４０ｈの合わせて５つの論理ボリュームが配置
されている。なお、これら２ａ・２ｂのディスクアレイ
は、ディスクアレイ制御装置１の要求に基づきディスク
からデータをキャッシュメモリにステージングしたり、
キャッシュメモリからデータをデステージングしたりす
る。１１は、ディスクアレイサブシステムの構成やパラ
メータ変更などをディスク制御装置の外部より指示可能
であるサービスプロセッサである。

【００２４】図２は、ディスクアレイ制御装置１の詳細
を説明するものである。５はチャネルアダプタ（ＣＨ
Ａ）でＣＰＵとのＩ／Ｆ制御、ＣＰＵとのデータ転送制
御を実施するための制御プログラムであるチャネル制御
５１を持つ。なお、チャネル制御５１によりＣＰＵより
送られるデータをキャッシュメモリへ格納するが、キャ
ッシュメモリ上へのデータ格納先の提供や格納したデー
タの情報を管理する役目をキャッシュメモリ制御５０が
実施する。６はディスクアダプタ（ＤＫＡ）で、ＣＨＡ
の要求を受けて必要なデータのディスクからキャッシュ
メモリへのステージング制御やキャッシュメモリ上のラ
イトペンディングデータ（ダーティデータ）のディスク
へのデステージング制御を実施するための制御プログラ
ムであるディスク制御６１を持つ。なお、ステージング
データのキャッシュメモリ上への格納先の提供やデステ
ージング対象データの情報の提供はキャッシュメモリ制
御６０が実施する。各アダプタのキャッシュメモリ制御
は、キャッシュメモリを管理するためのキャッシュメモ
リ管理テーブル７ａを共有メモリに持ち、管理テーブル
上はアクセス対象となる論理ボリュームアドレスよりキ
ャッシュメモリ上へのデータの存在有無と存在時のキャ
ッシュメモリ上の格納先を高速にサーチ可能なディレク
トリテーブル７１と、キャッシュメモリのメモリを論理
的にセグメント分割し個々のセグメントを管理するため
のセグメント管理情報ブロック（ＳＧＣＢ）テーブル７
０と、前記ＳＧＣＢをキャッシュメモリ管理アルゴリズ
ムに基づき接続するための管理情報を格納するＬＲＵテ
ーブル７２００を持つ。また制御装置は共有メモリ上に
構成情報管理テーブル９を持ち、管理テーブル上は、縮
少容量ボリュームか否かをしめす論理ボリューム管理情
報９０と、縮少・通常容量論理ボリュームの夫々の設置
数とその構成比の情報を格納している縮少・通常容量ボ
リューム比率情報９１を持つ。

【００２５】図３は、キャッシュメモリ８をセグメント
分割したものであり、各セグメント８０は、図４に示す
ＳＧＣＢテーブルでセグメントに対するＳＧＣＢで関連
付けし管理されている。各ＳＧＣＢは、ＬＲＵに接続す
るためＳＧＣＢどうしをつなぐ前方・後方ＳＧＣＢポイ
ンタ７０ｂ・７０ｃと、ＬＲＵに接続した時の接続時間
７０ｆをタイマより取り込んで格納する。さらに、セグ
メントに格納されるデータ８１の状態（優先保持データ
か否か）を示すデータ状態７０ｅと、セグメントの論理
ボリュームアドレスを示すディレクトリテーブルへのポ
インタ７０ｄを持つ。

【００２６】図５は、アクセスされる対象データの論理
ボリュームアドレス（論理ボリューム＃（ＬＤＥＶ＃）
７１ａ、シリンダ＃（ＣＹＬ＃）７００、ヘッド＃（Ｈ
Ｄ＃）７０１）より、データがキャッシュメモリヒット
かミスを高速にサーチするためのディレクトリテーブル
で、ヒットした場合そのデータの格納先セグメントを管
理するＳＧＣＢポインタを持つ（ヒット時ＳＧＣＢポイ
ンタに有効値をミス時は無効値を保証する）。

【００２７】図６の７２００はＬＲＵテーブルを示す。
７２はＳＧＣＢを接続して作られるＬＲＵで、説明を分
かり易くするため図の中の１からＸまでの英数字はＳＧ
ＣＢ＃を示していて、１〜Ｘに順で並ベている。ＬＲＵ
テーブル７２００は、最新ポインタ７２０１と最古ポイ
ンタ７２０２と中間ポインタ７２０３を持つ。中間ポイ
ンタ７２０３の指すＬＲＵ内ＳＧＣＢの位置は、図８に
示す縮少容量論理ボリューム数９１ｂを全論理ボリュー
ム数９１ｃで割り算した値から求まる縮少・通常容量ボ
リューム比率９１ａによって決定する。例では、比率を
５０％としているので通常容量ボリュームと縮少容量ボ
リュームのいずれのデータにもアクセスが有ってキャッ
シュメモリが全て使い切られた定常状態にある時は、７
２のＬＲＵにおける最古ＳＧＣＢ７２２から中間ＳＧＣ
Ｂ７２１までに接続されるＳＧＣＢ（ＳＧＣＢ＃１〜
Ｙ）数と中間ＳＧＣＢ＋１から最新ＳＧＣＢまでに接続
されるＳＧＣＢ（ＳＧＣＢ＃Ｙ＋１〜Ｘ）数は同じ数に
設定される。

【００２８】キャッシュメモリミスが発生し新たなキャ
ッシュメモリ割り当て要求が発生した場合、前記ＬＲＵ
テーブル７２００の最古ポインタ７２０２の指す最古Ｓ
ＧＣＢ７２２（ＳＧＣＢ＃１）をＬＲＵからの追い出し
対象＝新規割り当て用セグメントとする。追い出す際、
ＬＲＵ接続ＳＧＣＢ数カウンタ７３０ａを減算し、ＳＧ
ＣＢの前方後方ポインタ・ディレクトリテーブルへのポ
インタ・データ状態ならびにＬＲＵ接続時間を初期化す
るとともに、ＳＧＣＢ＃１のディレクトリポインタ情報
が指すディレクトリテーブルのＳＧＣＢポインタも初期
化し、新たに割り当てる論理ボリュームアドレスに相当
するディレクトリテーブルにＳＧＣＢ＃１のポインタを
格納する。ＳＧＣＢ＃１のＬＲＵからの追い出し後、新
しい最古ポインタ７２０２はＳＧＣＢ＃２を指すことに
なる。

【００２９】割り当てられたＳＧＣＢ＃１に新たなデー
タが格納されたセグメントを管理するＳＧＣＢ７２４
は、再びＬＲＵへの接続を実施する。接続のシーケンス
フローを図１０に示す。ステップＳ２の判定でＳＧＣＢ
＃１はＬＲＵより外された新規割り当てのＳＧＣＢであ
る為、ステップＳ４でＬＲＵ接続ＳＧＣＢ数７３０ａを
加算し、データ状態は初期化されているのでステップＳ
１に進む。ステップＳ１で、データの属する論理ボリュ
ームが縮少ボリュームであるか否か、図７の論理ボリュ
ーム構成情報９０の縮少ボリュームフラグ９０ｂを参照
する。

【００３０】縮少ボリュームフラグがＯＦＦである場
合、ＬＲＵ７２ａに示すように、中間ＳＧＣＢ７２１の
ＳＧＣＢ＃Ｙの位置にＳＧＣＢ＃１を接続しＬＲＵテー
ブル７２００の中間ポインタ７２０３をＳＧＣＢ＃１を
指し示すように更新する（ステップＳ１３）。ＳＧＣＢ
＃１が新中間ＳＧＣＢ７２１ａとなる。

【００３１】縮少ボリュームフラグがＯＮである場合、
ＳＧＣＢ＃１のデータ状態に優先保持状態フラグをセッ
トし（ステップＳ５）、ＬＲＵ７２ｂに示すように最新
ＳＧＣＢ７２０のＳＧＣＢ＃Ｘの位置にＳＧＣＢ＃１を
接続してＬＲＵテーブル７２００の最新ポインタ７２０
１をＳＧＣＢ＃１を指し示すように更新する（ステップ
Ｓ１０）。このときステップＳ６で示すように、新ＳＧ
ＣＢ７２４の接続により中間ポインタ７２０３の指す位
置が前記縮少・通常容量ボリューム比率を超えてしまう
場合は、中間ポインタ７２０３をＳＧＣＢ＃Ｙから一つ
最新側に接続されるＳＧＣＢ＃Ｙ＋１を指し示すように
更新してかつＳＧＣＢ＃Ｙ＋１のデータ状態にある優先
保持状態フラグをリセットする（ステップＳ７，Ｓ
８）。もし前記比率を超えない場合は、中間ポインタ７
２０３は更新せず優先保持ＳＧＣＢ数を加算するにとど
める（ステップＳ９）。

【００３２】すでにＬＲＵ接続しているＳＧＣＢが管理
するセグメントにアクセスが発生した場合、例えば図６
のＬＲＵ７２のＳＧＣＢ＃Ｘ−１では図１０のステップ
Ｓ２→Ｓ３→Ｓ１０と実施される。もし図６のＬＲＵ７
２のＳＧＣＢ＃Ｙである場合はステップＳ２→Ｓ３→Ｓ
１と進み、ＳＧＣＢ＃Ｙの属する論理ボリューム＃をＳ
ＧＣＢ内のディレクトリテーブルポインタから検索して
求め、ステップＳ１の判定がYesとなる場合はＳ５→Ｓ
６→Ｓ７→Ｓ８→Ｓ１０もしくはＳ５→Ｓ６→Ｓ９→Ｓ
１０と実施される。反対にステップＳ１の判定がYesと
ならない場合はＳ１３が実施される。

【００３３】以上の例によれば、縮少容量ボリュームに
アクセスされたデータの優先保持が実現できる。但し、
縮少容量ボリュームに対するアクセスが全くない状況に
なる場合、前記縮少・通常容量ボリューム比率に従って
アクセスのない縮少容量ボリューム上のデータがキャッ
シュメモリ上に残ってしまうので、図１に示すサービス
プロセッサ１１やホストＣＰＵを介し、外部より構成情
報管理テーブル９に持つ縮少容量ボリュームキャッシュ
メモリ滞在監視時間１１ａに、優先保持データの滞在を
監視するための上限時間（無駄にキャッシュメモリを占
有しても許容される時間）を指定可能な手段を設けるこ
とと同時に、各ＣＨＡまたはＤＫＡで各アダプタの空き
時間中に動作する優先保持データ監視制御（図２の５
２、６２）を設けることと、図１０に示す処理にステッ
プＳ１４を追加することで、滞在監視時間に基づき中間
ポインタ指すＳＧＣＢの一つ最新側に位置するＳＧＣＢ
（図６のＬＲＵ７２の例ではＳＧＣＢ＃Ｙ＋１のＳＧＣ
Ｂ）のキャッシュメモリ滞在時間とキャッシュメモリ滞
在監視時間１１ａを比較が可能になる。そして、もし監
視時間を超えている場合には中間ポインタの指すＳＧＣ
Ｂの一つ最新側に接続されるＳＧＣＢを指し示すように
中間ポインタを更新することで、アクセスのない縮少容
量ボリューム上のデータがいつまでもキャッシュメモリ
上に残ってしまうことを回避する。図１１は、監視処理
のシーケンスフローを示したものである。

【００３４】その他の実施例として、サブシステム外部
例えば図１のサービスプロセッサ１１やホストＣＰＵな
どからの指示で優先的にキャッシュメモリ上に保持する
縮少容量ボリュームを選択する手段、つまり図7におけ
る縮少ＶＯＬフラグを操作可能にすれば、キャッシュメ
モリ上に優先的にデータを保持する縮少容量ボリューム
を選択可能になり、特定の縮少容量ボリュームのキャッ
シュメモリヒット率を調整することが可能である。

【００３５】またさらに、図8に示す縮少容量ボリュー
ムの比率91aを縮少容量ボリューム数と通常容量ボリュ
ーム数の比率から求める手段を用いずに、サブシステム
外部から操作する手段を設ければ、キャッシュメモリに
占める縮少容量ボリュームのデータ量を増加・減少させ
ることも可能であり、縮少容量ボリュームへのアクセス
性能を調整する一つの手段となる。

【００３６】以上の実施例により、縮少容量ボリューム
のデータをキャッシュメモリＬＲＵテーブルの最新ポイ
ンタ側に優先的に残すことや操作することが可能とな
り、よって縮少容量ボリュームが多く配置されるディス
クアレイのディスクネックをキャッシュメモリを使って
緩和することや調整することができる。

【００３７】前記実施例では、図６に示すように、一つ
のＬＲＵを用い、そのＬＲＵを管理するＬＲＵテーブル
に中間ポインタを用意する手段を説明した。さらに他の
実施例として、図１２に示すように二種類のＬＲＵを用
いることもできる。２つのＬＲＵは、一方を縮少容量ボ
リュームのデータを接続する第一ＬＲＵ１００１と第一
ＬＲＵを管理する第一ＬＲＵテーブル１０１０とし、他
方を通常容量ボリュームデータが接続する第二ＬＲＵ１
００２と第二ＬＲＵを管理する第二ＬＲＵテーブル１０
２０とする。第一のＬＲＵ１００１に接続するＳＧＣＢ
の数と第二のＬＲＵ１００２に接続するＳＧＣＢの数の
合計と第一のＬＲＵに接続されるＳＧＣＢ数との比率を
図８の縮少・通常容量ボリューム比率９１ａで管理す
る。さらに、第一ＬＲＵの最古位置から追い出されるＳ
ＧＣＢを第二ＬＲＵの最新位置に接続する。このほかの
部分は前述した実施例と同じ構成を用いて、縮少容量ボ
リューム上のデータが通常容量ボリューム上のデータに
比べキャッシュ上に長い間保持することを実現可能であ
る。

【００３８】

【発明の効果】本発明によれば、縮少論理ボリュームの
データを優先的にキャッシュメモリ上に保持することが
可能となり、縮少容量ボリュームを多く有するディスク
アレイのディスクネックを緩和することや、縮少容量ボ
リュームのキャッシュメモリ上でのデータ保持の優先度
を変えることが可能となる。

【００３９】さらに、縮少容量ボリュームデータをセグ
メント単位でＬＲＵテーブルにエントリした時刻を監視
することで、キャッシュの利用効率を向上させることが
可能となる。

【００４０】さらにサブシステムの外部より、優先的に
キャッシュメモリ上に保持する縮少容量ボリュームを選
択する手段を備えることにより、キャッシュメモリ上に
優先的にデータを保持する縮少容量ボリュームを限定す
ることができ、特定の縮少容量ボリュームのキャッシュ
メモリヒット率を向上させることが可能である。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明による磁気ディスクサブシステムの構成
を示す図である。

【図２】本発明による磁気ディスクサブシステムのディ
スク制御装置の構成を示す図である。

【図３】セグメント分割されたキャッシュメモリを示す
図である。

【図４】本発明によるディスク制御装置のキャッシュメ
モリ管理テーブル内のセグメント管理情報ブロックを示
す図である。

【図５】本発明によるディスク制御装置のキャッシュメ
モリ管理テーブル内のキャッシュディレクトリテーブル
を示す図である。

【図６】本発明によるディスク制御装置のキャッシュメ
モリ管理テーブル内のＬＲＵ管理テーブルを示す図であ
る。

【図７】本発明によるディスク制御装置の構成情報管理
テーブル内の論理ボリューム構成情報を示す図である。

【図８】本発明によるディスク制御装置の構成情報管理
テーブル内の縮小・通常容量ボリューム比率情報を示す
図である。

【図９】本発明によるディスク制御装置の構成情報管理
テーブル内の縮小容量ボリュームキャッシュ滞在監視時
間を示す図である。

【図１０】セグメントをＬＲＵテーブルに接続する処理
を示すフローチャートである。

【図１１】縮小容量論理ボリュームのデータのキャッシ
ュメモリ滞在時間を監視する処理のフローチャートであ
る。

【図１２】本発明の他の実施例によるディスク制御装置
のキャッシュメモリ管理テーブル内のＬＲＵ管理テーブ
ルを示す図である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者東落守神奈川県小田原市国府津2880番地株式会社日立製作所ストレージシステム事業部内 (72)発明者平間顕一神奈川県横浜市中区尾上町６丁目81番地日立ソフトウェアエンジニアリング内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数の論理ボリュームに分割される複数の
ディスクドライブと、前記ディスクドライブと上位装置
との間で転送されるデータを一時的に記憶するキャッシ
ュメモリを有し、前記ディスクドライブを制御するディ
スク制御装置とを有する磁気ディスクサブシステムであ
って、前記複数の論理ボリュームには、所定の容量の第１の論
理ボリュームと、前記第１の論理ボリュームより容量が
小さい第２の論理ボリュームとが含まれ、前記ディスク制御装置は、前記第１の論理ボリューム上
のデータより、前記第２の論理ボリューム上のデータが
キャッシュメモリに長く滞在するように制御することを
特徴とする磁気ディスクサブシステム。
【請求項２】上位装置からのデータ及び前記データから
作成した少なくとも１つの冗長データが格納されるデー
タグループを有する複数の論理ボリュームに分割される
複数のディスクドライブと、前記ディスクドライブと前
記上位装置との間で転送されるデータを一時的に記憶す
るキャッシュメモリを有し、ＬＲＵにより前記キャッシ
ュメモリを管理すると共に前記ディスクドライブを制御
するディスク制御装置とを有する磁気ディスクサブシス
テムであって、前記複数の論理ボリュームには、所定の容量の第１の論
理ボリュームと、前記第１の論理ボリュームより容量が
小さい第２の論理ボリュームとが含まれ、前記ディスク制御装置は、前記上位装置からアクセスさ
れたデータをキャッシュメモリ上の前記ＬＲＵによるデ
ータ列に加えるとき、該データが前記第２の論理ボリュ
ームに含まれる場合はＬＲＵの第１の位置のデータ順と
し、該データが前記第１の論理ボリュームに含まれる場
合はＬＲＵの第２の位置のデータ順とし、前記第１の位
置のデータは前記第２の位置のデータよりキャッシュメ
モリに長く滞在することを特徴とする磁気ディスクサブ
システム。
【請求項３】請求項２記載の磁気ディスクサブシステム
において、前記磁気ディスク制御装置は、前記ＬＲＵに
よるデータ列を１つ有し、前記第１のデータ位置は前記
ＬＲＵによるデータ列の最新の位置であり、前記第２の
データ位置は前記ＬＲＵによるデータ列の中間の位置で
あることを特徴とする磁気ディスクサブシステム。
【請求項４】請求項３記載の磁気ディスクサブシステム
において、前記ディスク制御装置は、前記第１の論理ボ
リューム数と前記第２の論理ボリューム数との比率に基
づいて、前記中間位置を設定することを特徴とする磁気
ディスクサブシステム。
【請求項５】請求項３記載の磁気ディスクサブシステム
において、前記ディスク制御装置は、データがＬＲＵの
データ列に加わった時間を管理する手段を有し、前記第
２の論理ボリュームに含まれるデータが所定の時間以上
キャッシュメモリに格納されていることを検出した場合
は、前記中間位置を最新側に移動させるように制御する
ことを特徴とする磁気ディスクサブシステム。
【請求項６】請求項２記載の磁気ディスクサブシステム
において、前記磁気ディスク制御装置は、前記第１の位
置を最新の位置とする第１のＬＲＵによるデータ列と前
記第２の位置を最新の位置とする第２のＬＲＵによるデ
ータ列とを有し、前記第１のＬＲＵによるデータ列から
追い出されたデータは、前記第２のＬＲＵによるデータ
列に加えられることを特徴とする磁気ディスクサブシス
テム。
【請求項７】請求項６記載の磁気ディスクサブシステム
において、前記ディスク制御装置は、前記第１の論理ボ
リューム数と前記第２の論理ボリューム数との比率に基
づいて、前記第１の位置を最新の位置とする第１のＬＲ
Ｕによるデータ列の長さと前記第２の位置を最新の位置
とする第２のＬＲＵによるデータ列の長さを設定するこ
とを特徴とする磁気ディスクサブシステム。
【請求項８】請求項６記載の磁気ディスクサブシステム
において、前記ディスク制御装置は、データがＬＲＵの
データ列に加わった時間を管理する手段を有し、前記第
２の論理ボリュームに含まれるデータが所定の時間以上
キャッシュメモリに格納されていることを検出した場合
は、前記第１の位置を最新の位置とする第１のＬＲＵに
よるデータ列を短くして、前記第２の位置を最新の位置
とする第２のＬＲＵによるデータ列を長くすることを特
徴とする磁気ディスクサブシステム。
【請求項９】複数の論理ボリュームに分割される複数の
ディスクドライブであって、前記複数の論理ボリューム
には、所定の容量の第１の論理ボリュームと、前記第１
の論理ボリュームより容量が小さい第２の論理ボリュー
ムとが含まれ、前記論理ボリュームには上位装置からの
データ及び前記データから作成した少なくとも１つの冗
長データが格納されるデータグループを有する前記複数
のディスクドライブと、セグメントに分割され、前記デ
ィスクドライブと前記上位装置との間で転送されるデー
タを一時的に前記セグメントに記憶するキャッシュメモ
リと、前記セグメントの各々について該セグメント内の
データの論理ボリュームアドレスを記憶するセグメント
情報管理ブロック及び前記複数の論理ボリュームの各々
について前記第２の論理ボリュームであるか否かを示す
フラグを記憶する論理ボリューム構成情報を含む共有メ
モリを有し、ＬＲＵにより前記セグメントを管理すると
共に前記ディスクドライブを制御するディスク制御装置
とを有する磁気ディスクサブシステムであって、前記ディスク制御装置は、前記上位装置からアクセスさ
れたデータを前記ＬＲＵによるデータ列に加えるとき、
該データが前記第２の論理ボリュームに含まれる場合は
ＬＲＵの最新の位置のデータ順とし、該データが前記第
１の論理ボリュームに含まれる場合は中間位置のデータ
順とすることを特徴とする磁気ディスクサブシステム。
【請求項１０】請求項９記載の磁気ディスクサブシステ
ムにおいて、前記ディスク制御装置は、前記第１の論理
ボリューム数と前記第２の論理ボリューム数との比率に
もとづいて、前記中間位置を設定することを特徴とする
磁気ディスクサブシステム。
【請求項１１】請求項９あるいは１０記載の磁気ディス
クサブシステムにおいて、前記セグメント情報管理ブロ
ックは、前記セグメントの各々について該セグメントが
ＬＲＵのデータ列に加わったＬＲＵ接続時間を記憶する
領域を有し、前記第２の論理ボリュームに含まれるデー
タが所定の時間以上キャッシュメモリに格納されている
ことを検出した場合は、前記中間位置を最新側に移動さ
せるように制御することを特徴とする磁気ディスクサブ
システム。
【請求項１２】請求項１１の磁気ディスクサブシステム
において、前記ディスク制御装置は、前記所定の時間を
変更する手段を備えることを特徴とする磁気ディスクサ
ブシステム。
【請求項１３】請求項９の磁気ディスクサブシステムに
おいて、前記ディスク制御装置は、前記論理ボリューム
構成情報のフラグを設定する手段を備えることを特徴と
する磁気ディスクサブシステム。