JPS6045855A - 磁気ディスク装置の順次アクセス検出方法 - Google Patents
磁気ディスク装置の順次アクセス検出方法Info
- Publication number
- JPS6045855A JPS6045855A JP58152859A JP15285983A JPS6045855A JP S6045855 A JPS6045855 A JP S6045855A JP 58152859 A JP58152859 A JP 58152859A JP 15285983 A JP15285983 A JP 15285983A JP S6045855 A JPS6045855 A JP S6045855A
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- JP
- Japan
- Prior art keywords
- record
- track
- cache memory
- access
- processing unit
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- Granted
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-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
発明の技術分野
本発明は、ディスクキャッシュメモリの効率的な使用に
用いる磁気ディスク装置の順次アクセス検出方法に関す
る。
用いる磁気ディスク装置の順次アクセス検出方法に関す
る。
従来技術と問題点
磁気ディスク装置は記憶容量が大きいがアクセスタイム
が大であるので半導体メモリで構成されるキャッシュメ
モリを付設し、ディスクからキ中ソシュメモリへデータ
をステージングして該キャッシュメモリから中央処理装
置（ＣＰＵ）へデータを送るという方式を採用するメモ
リシステムがある。ところでキャッシュメモリの記憶容
量はディスクと比較すれば遥かに小さいからデータを逐
次ステーどングして行くと忽ち一杯になってしまう。
が大であるので半導体メモリで構成されるキャッシュメ
モリを付設し、ディスクからキ中ソシュメモリへデータ
をステージングして該キャッシュメモリから中央処理装
置（ＣＰＵ）へデータを送るという方式を採用するメモ
リシステムがある。ところでキャッシュメモリの記憶容
量はディスクと比較すれば遥かに小さいからデータを逐
次ステーどングして行くと忽ち一杯になってしまう。
そこで一杯になったら、差し当って必要でないと思われ
るデータを廃棄し、その跡へ新データを書込むという方
式をとるのが普通である。しかしどれを不必要データと
判断するかは難しい問題である。一般には古い（書込み
時点が早い）データを不要データとするが、勿論古いデ
ータ即ち不必要データではない。
るデータを廃棄し、その跡へ新データを書込むという方
式をとるのが普通である。しかしどれを不必要データと
判断するかは難しい問題である。一般には古い（書込み
時点が早い）データを不要データとするが、勿論古いデ
ータ即ち不必要データではない。
磁気ディスク装置は一般には多数の同心円状トラックを
持ち、各トラックに複数のレコードが書込まれる。そし
て中央処パ理装置からのデータ要求ハレコード１１位で
あり、そしであるし、：］−ｉ’（Ｒ１１とする）が要
求されると当該レコードが有るトラック （ＴＲＩとす
る）がアクセスされ、該トラックの全レコードが読出さ
れてキャッシュメモリへ書込まれ、同時に上記の要求さ
れたレコードＲ１１が中央処理装置へ送られる。中央処
理装置が連続的なデータを要求する場合は次の要求レコ
ードはＲ１１に後続するＲ１２であり、レコードＲＩ２
は上記のようにステージングされてキャッシュメモリ上
にあるから、今度はディスクをアクセスすることなく直
ちに該キャッシュメモリより読出し中央処理装置へ送る
ことができｇ。次のレコードＲ１３が要求される場合も
同様であり、こうしてキャッシュメモリを利用すると迅
速なデータ読出しが可能になる。
持ち、各トラックに複数のレコードが書込まれる。そし
て中央処パ理装置からのデータ要求ハレコード１１位で
あり、そしであるし、：］−ｉ’（Ｒ１１とする）が要
求されると当該レコードが有るトラック （ＴＲＩとす
る）がアクセスされ、該トラックの全レコードが読出さ
れてキャッシュメモリへ書込まれ、同時に上記の要求さ
れたレコードＲ１１が中央処理装置へ送られる。中央処
理装置が連続的なデータを要求する場合は次の要求レコ
ードはＲ１１に後続するＲ１２であり、レコードＲＩ２
は上記のようにステージングされてキャッシュメモリ上
にあるから、今度はディスクをアクセスすることなく直
ちに該キャッシュメモリより読出し中央処理装置へ送る
ことができｇ。次のレコードＲ１３が要求される場合も
同様であり、こうしてキャッシュメモリを利用すると迅
速なデータ読出しが可能になる。
中央処理装置からの要求レコードが次のトラ・７りＴＲ
２にあるレコードＲ２１に移ると、該レコードＲ２１は
キャッシュメモリ上にはないから再びディスクアクセス
が行なわれ、トラックＴＲ２の読出し、キャッシュメモ
リへのその全レコードの書込み、中央処理装置への要求
されたレコードＲ２１の転送が行なわれる。以下同様で
ある。キャッシュメモリの容量は小さいから全トラック
のステージングを逐次行なって行くと忽ちにしてキャッ
シュメモリは一杯になってしまい、古いものを廃棄する
、の論理で更新するなら古いしがし必要なデータが忽ち
にして廃棄されてしまって、該データが要求される都度
ディスクアクセスを行なわざるを得ない結果になる。
２にあるレコードＲ２１に移ると、該レコードＲ２１は
キャッシュメモリ上にはないから再びディスクアクセス
が行なわれ、トラックＴＲ２の読出し、キャッシュメモ
リへのその全レコードの書込み、中央処理装置への要求
されたレコードＲ２１の転送が行なわれる。以下同様で
ある。キャッシュメモリの容量は小さいから全トラック
のステージングを逐次行なって行くと忽ちにしてキャッ
シュメモリは一杯になってしまい、古いものを廃棄する
、の論理で更新するなら古いしがし必要なデータが忽ち
にして廃棄されてしまって、該データが要求される都度
ディスクアクセスを行なわざるを得ない結果になる。
発明の目的
本発明は、キャッシュメモリを忽ちにして一杯にしてし
まう原因の一つに大規模な連続的レコードの読出しく順
次アクセス）にあるとの認識に立ち、そして順次アクセ
スの場合、あるトランク上のレコードをアクセスすると
再びそのレコードをアクセスする確率は極めて低いとい
う経験上の事実により、順次アクセスなら、最後のレコ
ードまで中央処理装置から転送要求のあったトラックの
キャッシュメモリ上レコード群は次回等、近未来の廃棄
対象としこれによりキャッシュメモリの有効利用を図る
、特に力弓る制御を可能とするための順次アクセスを検
出する方法を提供しようとするものである。
まう原因の一つに大規模な連続的レコードの読出しく順
次アクセス）にあるとの認識に立ち、そして順次アクセ
スの場合、あるトランク上のレコードをアクセスすると
再びそのレコードをアクセスする確率は極めて低いとい
う経験上の事実により、順次アクセスなら、最後のレコ
ードまで中央処理装置から転送要求のあったトラックの
キャッシュメモリ上レコード群は次回等、近未来の廃棄
対象としこれによりキャッシュメモリの有効利用を図る
、特に力弓る制御を可能とするための順次アクセスを検
出する方法を提供しようとするものである。
発明の構成
本発明は中央処理装置、多数のトラックを有し各トラン
クに複数のレコードを有する磁気ディスク装置、及びキ
ャッシュメモリを備え、中央処理装置が成るレコードを
要求し、それがキャッシュメモリ上にあれば、キャッシ
ュメモリから転送し、なければ磁気ディスク装置をアク
セスして当該レコードがあるトラックを読出し、該トラ
ックの全レコードをキャッシュメモリヘステージングす
ると共に要求されたレコードを中央処理装置へ転送する
磁気ディスクサブシステムにおける順次アクセス検出方
法において、中央処理装置が要求するレコードに関する
情報をトラック別に記録するテーブルを設け、該テーブ
ルに中央処理装置から要求があったレコードの番号の最
新のものを記録するとともに、このレコードが存在する
トラックに対して順次アクセスされたことを示すフラグ
を立て、中央処理装置が成るレコードを要求するときそ
のレコード番号を前記テーブル上のレコード番号と比較
して連続性を調べ、連続性が検出されれば該テーブル上
の該フラグをセントしたままとし非連続性が検出されれ
ば該フラグは落とし、更にトラック間に跨って順次アク
セスされていることを検出すれば先にアクセスされたト
ラックはキャッシュメモリにおける解放対象に指定する
ことを特徴としたが、次に実施例を参照しながらこれを
詳細に説明する。
クに複数のレコードを有する磁気ディスク装置、及びキ
ャッシュメモリを備え、中央処理装置が成るレコードを
要求し、それがキャッシュメモリ上にあれば、キャッシ
ュメモリから転送し、なければ磁気ディスク装置をアク
セスして当該レコードがあるトラックを読出し、該トラ
ックの全レコードをキャッシュメモリヘステージングす
ると共に要求されたレコードを中央処理装置へ転送する
磁気ディスクサブシステムにおける順次アクセス検出方
法において、中央処理装置が要求するレコードに関する
情報をトラック別に記録するテーブルを設け、該テーブ
ルに中央処理装置から要求があったレコードの番号の最
新のものを記録するとともに、このレコードが存在する
トラックに対して順次アクセスされたことを示すフラグ
を立て、中央処理装置が成るレコードを要求するときそ
のレコード番号を前記テーブル上のレコード番号と比較
して連続性を調べ、連続性が検出されれば該テーブル上
の該フラグをセントしたままとし非連続性が検出されれ
ば該フラグは落とし、更にトラック間に跨って順次アク
セスされていることを検出すれば先にアクセスされたト
ラックはキャッシュメモリにおける解放対象に指定する
ことを特徴としたが、次に実施例を参照しながらこれを
詳細に説明する。
発明の実施例
第１図はキャッシュメモリを持つディスクザブシステム
の構成を示し、ＣＰＵは前述の中央処理装置、ＤＫＵは
磁気ディスク装置、ＤＣはディスクキャッシュメモリで
ある。図面ではＤＫＵは１つのみ示すが、大型システム
では複数個あり、複数のボストＣＰＵがこれらのＤＫＵ
を使用するのが普通である。キャッシュメモリＤＣの容
量は例えばＩＭＢ、）ランクで言って２００トラック分
であるが、複数のホストが共用するので１ホスト当りで
は可成り小容量である。ＤＫＣは磁気ディスク制御装置
、ＣＨはチャオルで、これらは複数用いられ、どの系統
からもディスクＤＫＵ及びキャッシュメモリＤＣをアク
セスできるようにされる。
の構成を示し、ＣＰＵは前述の中央処理装置、ＤＫＵは
磁気ディスク装置、ＤＣはディスクキャッシュメモリで
ある。図面ではＤＫＵは１つのみ示すが、大型システム
では複数個あり、複数のボストＣＰＵがこれらのＤＫＵ
を使用するのが普通である。キャッシュメモリＤＣの容
量は例えばＩＭＢ、）ランクで言って２００トラック分
であるが、複数のホストが共用するので１ホスト当りで
は可成り小容量である。ＤＫＣは磁気ディスク制御装置
、ＣＨはチャオルで、これらは複数用いられ、どの系統
からもディスクＤＫＵ及びキャッシュメモリＤＣをアク
セスできるようにされる。
ディスク制御装置ＤＫＣはディスクＤＫＵを制御し、デ
ータをＤＫＵからＣＨへまたＣＨからＤＫＵへ転送する
。またそれと同時にキャッシュメモリＤＣに対してデー
タ転送を行なう。ディスクＤＫＵから読出したデータを
キャッシュメモリＤＣに複写することをステージングと
呼び、これば前述のようにＣＰＵから要求されたデータ
がキャッシュメモリＤＣにない場合にトラック単位で行
なわれる。ＣＰ’Ｕから要求されたデータがＤＣ上に存
在する場合は、ＤＫＵをアクセスすることなく該ＤＣよ
りＣＰＵへ当該データを転送する。
ータをＤＫＵからＣＨへまたＣＨからＤＫＵへ転送する
。またそれと同時にキャッシュメモリＤＣに対してデー
タ転送を行なう。ディスクＤＫＵから読出したデータを
キャッシュメモリＤＣに複写することをステージングと
呼び、これば前述のようにＣＰＵから要求されたデータ
がキャッシュメモリＤＣにない場合にトラック単位で行
なわれる。ＣＰ’Ｕから要求されたデータがＤＣ上に存
在する場合は、ＤＫＵをアクセスすることなく該ＤＣよ
りＣＰＵへ当該データを転送する。
キャッシュメモリＤＣはＤＫＵの複数のトラックのデー
タを格納できる容量を持ち、そのトランクデータに＼で
は単にトランクともいう）を管理するテーブルを持って
いる。ＤＣが一杯になったとき、更にトランクを格納す
るには該ＤＣ内の適宜のトラックを解放し、新らしいト
ランクをステージングする余地を作るが、これに通常用
いられる論理はＬ ＲＵ （Ｌｅａｓｔ Ｒｅｃｅｎｔ
ｌｙ Ｕｓｅｄ ）アルゴリズムであり、最も古くアク
セスされたトラックが解放される。しかしこの方法では
ＤＣ容量を越えるトラック本数が一度にアクセスされる
とＤＣ上の他の全トランクが追い出され、残るは今回ア
クセス分のみとなってしまう。実際の計算機システムで
はこれは主に大規模順次アクセスによってもたらされる
。従って本発明では順次アクセスを検出し、当該アクセ
スが順次アクセスと分るとアクセス済みトランクは次回
の解放対象とする。
タを格納できる容量を持ち、そのトランクデータに＼で
は単にトランクともいう）を管理するテーブルを持って
いる。ＤＣが一杯になったとき、更にトランクを格納す
るには該ＤＣ内の適宜のトラックを解放し、新らしいト
ランクをステージングする余地を作るが、これに通常用
いられる論理はＬ ＲＵ （Ｌｅａｓｔ Ｒｅｃｅｎｔ
ｌｙ Ｕｓｅｄ ）アルゴリズムであり、最も古くアク
セスされたトラックが解放される。しかしこの方法では
ＤＣ容量を越えるトラック本数が一度にアクセスされる
とＤＣ上の他の全トランクが追い出され、残るは今回ア
クセス分のみとなってしまう。実際の計算機システムで
はこれは主に大規模順次アクセスによってもたらされる
。従って本発明では順次アクセスを検出し、当該アクセ
スが順次アクセスと分るとアクセス済みトランクは次回
の解放対象とする。
このようにすれば大規模順次アクセスでもキャッシュメ
モリの２トランク分の記憶領域を交互使用するだけとな
り、古いが必要なデータをＣＤから追放することが避け
られる。
モリの２トランク分の記憶領域を交互使用するだけとな
り、古いが必要なデータをＣＤから追放することが避け
られる。
本発明の順次アクセス検出要領を第２図、第３図で説明
するに、第２図は連続した２つのトラックＴＲＩ、ＴＲ
２の形式を示し、印はトラックの基点、Ｒ１１，Ｒ１２
，・・・・・・は前述のレコードを示す。第３図はキャ
ッシュメモリを管理するテーブルを示し、図示のように
本発明ではトラックアドレス、シーケンシャルフラグ、
最終レコードアクセスフラグ、最終レコード番号の各項
目からなる行の複数個で構成する。各行Ｌ１〜Ｌｎの配
列順はＬＲＵアルゴリズムによる。「トランクアドレス
」は、磁気ディスクのトラックのアドレスであり、ＣＰ
Ｕがアクセス時に発行したものである。「シーケンシャ
ルフラグ」は、ＣＰＵのディスクアクセスがあり当該デ
ィスクのトラックがＤＣにステージングされた時点で一
応（この時点ではシーケンシャルか否かは分らないが）
セットされる。この時同時にＣＰＵが要求したレコード
の番号が「最終アクセスレコード番号」の項目に格納さ
れる。勿論この時点でば「最終アクセス」か否か分らな
いが、アクセス毎に更新するから結果的に最終アクセス
レコード番号を表示することになる。
するに、第２図は連続した２つのトラックＴＲＩ、ＴＲ
２の形式を示し、印はトラックの基点、Ｒ１１，Ｒ１２
，・・・・・・は前述のレコードを示す。第３図はキャ
ッシュメモリを管理するテーブルを示し、図示のように
本発明ではトラックアドレス、シーケンシャルフラグ、
最終レコードアクセスフラグ、最終レコード番号の各項
目からなる行の複数個で構成する。各行Ｌ１〜Ｌｎの配
列順はＬＲＵアルゴリズムによる。「トランクアドレス
」は、磁気ディスクのトラックのアドレスであり、ＣＰ
Ｕがアクセス時に発行したものである。「シーケンシャ
ルフラグ」は、ＣＰＵのディスクアクセスがあり当該デ
ィスクのトラックがＤＣにステージングされた時点で一
応（この時点ではシーケンシャルか否かは分らないが）
セットされる。この時同時にＣＰＵが要求したレコード
の番号が「最終アクセスレコード番号」の項目に格納さ
れる。勿論この時点でば「最終アクセス」か否か分らな
いが、アクセス毎に更新するから結果的に最終アクセス
レコード番号を表示することになる。
ＣＰＵアクセスに対する処理は先ずＤＣ上で実行され、
該レコード番号が調べられる。上記のＤＣ適所に格納し
たレコード番号がＲ１１、今度のＣＰＵアクセス対象の
レコード番号がＲ１２であると、アクセスはシーケンシ
ャルであるからシーケンシャルフラグはりセントしない
。しかし今回のＣＰＵアクセスレコード番号がＲ，１３
などであるとアクセスはシーケンシャルでないからシー
ケンシャルフラグをリセットする。いずれの場合も当該
レコード番号Ｒ１２またはＲ１３などを「最終アクセス
レコード番号」へ格納する。若し今回ＣＰＵアクセスレ
コード番号がＲ２１など他のトラックにあるものである
と、ディスクアクセス等が行なわれ、第３図のテーブル
では新たな行が起され（トラックＴＲ２はまだアクセス
されていないとして）、当該行に所要事項が書込まれる
。また「最終レコードアクセスフラグ」はトラックの最
後のレコードがアクセスされたときセットされる。
該レコード番号が調べられる。上記のＤＣ適所に格納し
たレコード番号がＲ１１、今度のＣＰＵアクセス対象の
レコード番号がＲ１２であると、アクセスはシーケンシ
ャルであるからシーケンシャルフラグはりセントしない
。しかし今回のＣＰＵアクセスレコード番号がＲ，１３
などであるとアクセスはシーケンシャルでないからシー
ケンシャルフラグをリセットする。いずれの場合も当該
レコード番号Ｒ１２またはＲ１３などを「最終アクセス
レコード番号」へ格納する。若し今回ＣＰＵアクセスレ
コード番号がＲ２１など他のトラックにあるものである
と、ディスクアクセス等が行なわれ、第３図のテーブル
では新たな行が起され（トラックＴＲ２はまだアクセス
されていないとして）、当該行に所要事項が書込まれる
。また「最終レコードアクセスフラグ」はトラックの最
後のレコードがアクセスされたときセットされる。
今１−ラックＴＲＩのレコードＲ１１がアクセスされ、
それはキャッシュメモリＤＣ上に存在しないとすると、
ディスクがアクセスされ、トランクＴＲＩの全レコード
が読出されてキャッシュメモリＤＣヘステーシングされ
かつそのうちのレコードＲ１１がチャネルＣＨを通して
ＣＰＵへ送られる。また管理テーブルにはトラックＴＲ
ｌ０行がフラグ−１、最終レコードアクセスフラグ−〇
、最終アクセスレコード番号−１とナル。ｃＰＵが続い
てレコードＲ１２を要求すると、これは先程記憶した最
終アクセスレコード番％ （−１） ニ＋１したものと
等しいがら順次アクセスであると認められ、シーケンシ
ャルフラグはそのま−１、最終アクセスレコード番号ば
２に更新される。またレコードＲ１２はＤＣがらＣＰＵ
へ転送される。
それはキャッシュメモリＤＣ上に存在しないとすると、
ディスクがアクセスされ、トランクＴＲＩの全レコード
が読出されてキャッシュメモリＤＣヘステーシングされ
かつそのうちのレコードＲ１１がチャネルＣＨを通して
ＣＰＵへ送られる。また管理テーブルにはトラックＴＲ
ｌ０行がフラグ−１、最終レコードアクセスフラグ−〇
、最終アクセスレコード番号−１とナル。ｃＰＵが続い
てレコードＲ１２を要求すると、これは先程記憶した最
終アクセスレコード番％ （−１） ニ＋１したものと
等しいがら順次アクセスであると認められ、シーケンシ
ャルフラグはそのま−１、最終アクセスレコード番号ば
２に更新される。またレコードＲ１２はＤＣがらＣＰＵ
へ転送される。
次のＣＰＴＪ要求レコードはＲ１３であるとすると、こ
れば２＋１に等しいがらやはり順次アクセスと認められ
て上記と同様な処理が行なわれ、そしてＲ１３はトラン
ク最終レコードとするとＤＣのテーブルでは最終レコー
ドアクセスフラグが１にセントされる。
れば２＋１に等しいがらやはり順次アクセスと認められ
て上記と同様な処理が行なわれ、そしてＲ１３はトラン
ク最終レコードとするとＤＣのテーブルでは最終レコー
ドアクセスフラグが１にセントされる。
次にトランクＴＲ２上のレコードが要求され、これはＤ
Ｃ上に存在しない場合を考える。キャッシュメモリ制御
機構はトラック番号を−１してその直前のトラック本例
ではＴＲＩの状態を調べ、それがテーブル上にありかつ
シーケンシャルフラグ−１、最終レコードアクセスフラ
グ−１であれば、Ｉ−ランクＴＲ１は順次アクセスで通
過し更に該順次アクセスはトラックＴＲ２に入ってきた
と判断してＤＣ上のＴＲＩの全レコードおよびテーブル
上の当該行を解放する（次回または次々回等、近未来に
追い出す対象とする）。
Ｃ上に存在しない場合を考える。キャッシュメモリ制御
機構はトラック番号を−１してその直前のトラック本例
ではＴＲＩの状態を調べ、それがテーブル上にありかつ
シーケンシャルフラグ−１、最終レコードアクセスフラ
グ−１であれば、Ｉ−ランクＴＲ１は順次アクセスで通
過し更に該順次アクセスはトラックＴＲ２に入ってきた
と判断してＤＣ上のＴＲＩの全レコードおよびテーブル
上の当該行を解放する（次回または次々回等、近未来に
追い出す対象とする）。
順次アクセスはｌ・ラックＴＲ１，ＴＲ２，ＴＲ３、・
・・・・・と多数トランクに亘って行なわれることがし
ばしばあるから、上記のトラック１ｒＲ２のレコードが
順次アクセスされたとき当該トラックＴＲ２の全レコー
ドだけでなく次のトラックＴＲ３の全レコードもＤＣに
プリステージングすると、予想通り該ＴＲ３のレコード
も順次アクセスされるとき、アクセス時間減少に効果的
である。このような場合は上記のように解放対象とした
ＴＲＩのＤＣ上格納領域にＴＲ３を格納するとよい。
・・・・・と多数トランクに亘って行なわれることがし
ばしばあるから、上記のトラック１ｒＲ２のレコードが
順次アクセスされたとき当該トラックＴＲ２の全レコー
ドだけでなく次のトラックＴＲ３の全レコードもＤＣに
プリステージングすると、予想通り該ＴＲ３のレコード
も順次アクセスされるとき、アクセス時間減少に効果的
である。このような場合は上記のように解放対象とした
ＴＲＩのＤＣ上格納領域にＴＲ３を格納するとよい。
発明の詳細
な説明したように本発明によれば大容量の順次アクセス
でもキャッシュメモリ上の記憶領域を殆んど消費しない
のでキャッシュ、メモリ上の他のデータを追い出さず、
このためヒント率（ＤＣ上にデータがある割合）を高め
ることができ、高速アクセスを保証することができる。
でもキャッシュメモリ上の記憶領域を殆んど消費しない
のでキャッシュ、メモリ上の他のデータを追い出さず、
このためヒント率（ＤＣ上にデータがある割合）を高め
ることができ、高速アクセスを保証することができる。
また順次アクセスを検出することによりプリステージン
グまたはブリフェッチが可能となり、順次アクセスに対
するディスクシステムの性能を向上させることができる
。
グまたはブリフェッチが可能となり、順次アクセスに対
するディスクシステムの性能を向上させることができる
。
第１図はキャッシュメモリ付き磁気ディスクメモリシス
テムの構成を示すブロック図、第２図はディスク上のレ
コードの説明図、第３図は本発明で用いるテーブルの説
明図である。 図面でＣＰＵは中央処理装置、ＤＫＵは磁気ディスク装
置、ＤＣはキャッシュメモリ、ＴＲＩ。 Ｔ食２．は１〜ランク、Ｒ１１，Ｒ１２、・・・・・・
はレコードである。 出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 青 柳 稔 第１図 第２図 Ｔ咽 Ｒ１１Ｒ−＋２ Ｒ１３
テムの構成を示すブロック図、第２図はディスク上のレ
コードの説明図、第３図は本発明で用いるテーブルの説
明図である。 図面でＣＰＵは中央処理装置、ＤＫＵは磁気ディスク装
置、ＤＣはキャッシュメモリ、ＴＲＩ。 Ｔ食２．は１〜ランク、Ｒ１１，Ｒ１２、・・・・・・
はレコードである。 出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 青 柳 稔 第１図 第２図 Ｔ咽 Ｒ１１Ｒ−＋２ Ｒ１３
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 中央処理装置、多数のトランクを有し各トラックに複数
のレコードを有する磁気ディスク装置、及びキャッシュ
メモリを備え、中央処理装置が成るレコードを要求し、
それがキャッシュメモリ上にあれば、キャッシュメモリ
から転送し、なければ磁気ディスク装置をアクセスして
当該レコードがあるトラックを読出し、該トラックの全
レコードをキャソシュメモリヘステージングすると共に
要求されたレコードを中央処理装置へ転送する磁気ディ
スクザブシステムにおける順次アクセス検出方法におい
て、 中央処理装置が要求するレコードに関する情報をトラッ
ク別に記録するテーブルを設け、該テーブルに中央処理
装置から要求があったレコードの番号の最新のものを記
録するとともに、このレコードが存在するトランクに対
して順次アクセスされたことを示すフラグを立て、 中央処理装置が成るレコードを要求するときそのレコー
ド番号を前記テーブル上のレコード番号と比較して連続
性を調べ、連続性が検出されれば該テーブル上の該フラ
グをセットしたままとし非連続性が検出されれば該フラ
グは落とし、更にトランク間に跨って順次アクセスされ
ていることを検出すれば先にアクセスされたトラックは
キャッシュメモリにおける解放対象に指定することを特
徴とした磁気ディスク装置の順次アクセス検出方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58152859A JPS6045855A (ja) | 1983-08-22 | 1983-08-22 | 磁気ディスク装置の順次アクセス検出方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58152859A JPS6045855A (ja) | 1983-08-22 | 1983-08-22 | 磁気ディスク装置の順次アクセス検出方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6045855A true JPS6045855A (ja) | 1985-03-12 |
| JPS6351297B2 JPS6351297B2 (ja) | 1988-10-13 |
Family
ID=15549680
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP58152859A Granted JPS6045855A (ja) | 1983-08-22 | 1983-08-22 | 磁気ディスク装置の順次アクセス検出方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6045855A (ja) |
Cited By (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6423355A (en) * | 1987-07-02 | 1989-01-26 | Ibm | Cache memory management |
| JPS6455659A (en) * | 1987-08-26 | 1989-03-02 | Nec Corp | Buffer selection system |
| JPH03164840A (ja) * | 1989-08-29 | 1991-07-16 | Microsoft Corp | ディスクベースコンピュータシステムにおけるデータキャッシングを最適化する方法及びシステム |
| JPH0863398A (ja) * | 1994-08-26 | 1996-03-08 | Nec Corp | 入出力キャッシュ |
| JPH09231012A (ja) * | 1996-02-22 | 1997-09-05 | Nec Corp | 直接アクセス形外部記憶装置間のボリュームコピー方式 |
| WO2005091146A1 (ja) * | 2004-03-24 | 2005-09-29 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | キャッシュメモリ及びその制御方法 |
| US7953935B2 (en) | 2005-04-08 | 2011-05-31 | Panasonic Corporation | Cache memory system, and control method therefor |
Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS58155464A (ja) * | 1981-11-27 | 1983-09-16 | ストレ−ジ・テクノロジ−・コ−ポレ−シヨン | 順次デ−タ・ストリ−ムの検出方法 |
-
1983
- 1983-08-22 JP JP58152859A patent/JPS6045855A/ja active Granted
Patent Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS58155464A (ja) * | 1981-11-27 | 1983-09-16 | ストレ−ジ・テクノロジ−・コ−ポレ−シヨン | 順次デ−タ・ストリ−ムの検出方法 |
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Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS6351297B2 (ja) | 1988-10-13 |
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