JPS6249549A

JPS6249549A - 磁気デイスク制御装置

Info

Publication number: JPS6249549A
Application number: JP60190308A
Authority: JP
Inventors: Akihiko Furuya; 古谷　彰彦
Original assignee: Toshiba Corp
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1985-08-29
Filing date: 1985-08-29
Publication date: 1987-03-04
Also published as: KR870002506A; KR900000955B1

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。

Description

【発明の詳細な説明】［発明の技術分野］この発明は、複数の磁気ディスクドライブで共有可能な
キャッシュメモリを備えた磁気ディスク制御装置に関す
る。

［発明の技術的背景とその問題点］この種磁気ディスク制御装置では、キャンシメモリを、
複数、例えば４台の磁気ディスクドライブＤＫＯ−ＤＫ
３で共有する場合、第５図に示すように、キャッシュメ
モリの領域を各ドライブＤＫＯ−ＤＫ３単位で固定的に
割当て、それに対応するディレクトリメモリを用意する
のが一般的である。

しかし、上記の方式では、キャッシュメモリの限られた
領域を分割することから、各磁気ディスクドライブに割
当てられるキャッシュ容量が小さくなり、キャツシュヒ
ツト率が低下する問題がある。またアクセス頻度かドラ
イブ毎に異なる場合、アクセス頻度の低いドライブに対
応するキャッシュメモリ領域の使用頻度が低くなり、キ
ャッシュメモリ全体の使用効率が低下する。

［発明の目的コこの発明は上記事情に鑑みてなされたものでその目的は
、複数の磁気ディスクドライブかその台数に依存するこ
となくキャッシュメモリを効率良く共有できる磁気ディ
スク制御装置を提供することにある。

［発明の概要］この発明によれば、複数の磁気ディスクドライブで共有
可能なキャッシュメモリを備えた磁気ディスク制御装置
が提供される。この磁気ディスク制御装置には、キャッ
シュメモリの各キャッシュブロックに対応するエントリ
を持つディレクトリメモリが設けられる。ディレクトリ
メモリの各エントリには、対応キャッシュブロックの使
用状態を示すディレクトリ情報が登録される。このディ
レクトり情報は、対応キャッシュブロックに格納される
ディスクブロックのアドレスを示すディスクブロックア
ドレス並びに対応磁気ディスクドライブを示すディスク
ドライブ識別子を含む。また上記磁気ディスク制御装置
には、ディスクドライブ識別子並びにディスク論理アド
レスを含むり−ド／ライトコマンドに応じてディレクト
リメモリをサーチするディレクトリサーチ手段と、ディ
レクトリ情報登録手段とが設けられる。この登録手段は
、ディレクトリサーチ手段のサーチ結果およびリード／
ライトコマンドに応じ、置換対象キャッシュブロックに
対応するディレクトリメモリのエントリに、対応ディレ
クトリ情報を登録する。

［発明の実施例］以下、この発明の一実施例を第１図（ａ）。

（ｂ）乃至第４図を参照して説明する。

第１図（ａ）はこの発明の一実施例に係る磁気ディスク
サブシステムの構成を示すもので、１０は磁気ディスク
制御装置である。磁気ディスク制御装置１０は、複数、
例えば４台の磁気ディスクドライブ（ＤＫＯ〜ＤＫ３）
２０〜２３を制御するハードディスクコントロール回路
（以下ＩＤＣと称する）３１を有している。ＨＤ　Ｃ３
１はデータライン３２およびコントロールライン３３か
ら成る第１のバス３４、ドライバ／レシーバ（以下Ｄ／
Ｒと称する）３５を介してホストシステム（図示せず）
と接続されている。ＨＤＣ３１は第２のバス３６にも接
続されている。バス３６には磁気ディスク制御装置ｌＯ
全体を制御するマイクロプロセッサ３７、マイクロプロ
セッサ３７の制御用プログラム（マイクロプログラム）
を５己憶するプログラムメモリ３８、マイクロプロセッ
サ３７の作業用領域を成すワークメモリ３９、および磁
気ディスクドライブ２０〜２３とホストシステムとの間
の転送速度の差を吸収するためのバッファメモリ４０が
接続されている。

４１は第３のバスである。バス４１はＤ／Ｒ（ドライバ
／レシーバ）４２を介して第２のバス３６に接続されて
いる。バス４１には、キャッシュメモリ４．３の制御を
含むデータ転送制御を主として行なうキャッシュコント
ロール回路４４と、キャッシュメモリ４３のキャッシュ
ブロックの使用状態を示すディレクトリ情報が登録され
るディレクトリメモリ４５とが接続されている。この実
施例において、■磁気ディスクの１セクタは２５６バイ
ト、■キャッシュメモリ４３の１ブロツク（キャッシュ
ブロック）は１６にバイト（６４セクタ）、シたがって
ディスクの１ブロツク（ディスクブロック）も１６　Ｋ
バイト（６４セクタ）、■キャッシュメモリ４３のマツ
ピング方式はセットアソシエイティブ方式、■キャッシ
ュブロックの置換方式はＬＲＵ方式、■ディレクトリメ
モリ４５のレベル数（エントリ数）は１カラム当り１６
、■キャッシュメモリ４３の容量は５１２にバイトであ
る。

第１図（ｂ）はディレクトリ情報のフォーマットを示す
。ディレクトリ情報は、第１乃至第４バイトから成る４
バイト情報である。第１バイトは、磁気ディスクドライ
ブ識別子である３ビツトのドライブ番号ＬＵＮ　（Ｌｏ
ｇｉｃａｌ　　Ｕｎｉｔ　Ｎｏ　、　）と、１５ビツト
のディスクブロックアドレスの上位５ビツト（アドレス
Ｕ）から成る。第２バイトは、アドレスＵに後続するデ
ィスクブロックアドレスの８ビツト（アドレスＭ）から
成る。第３バイトは、ディスクブロックアドレスの残り
の（下位）２ビット（アドレスＬ）と、４ビツトのオー
ル“θ″データ、１ビツトのエラーフラグＥＲＲと、１
ビツトの有効表示フラグＶＢとから成る。

そして第４バイトは、８ビツトのＬＲＵ（ＬｅａｓｔＲ
ｅｅｅｎｔｌｙ　Ｕ　ｓｅｄ　）値から成る。上記のデ
ィレクトリ情報は、例えばリード／ライトコマンドに含
まれるドライブ番号ＬＵＮおよびディスク論理アドレス
等に基づいて生成される。

第２図はリード／ライトコマンドのフォーマットを示す
。リード／ライトコマンドは、リード／ライト等の動作
を指定するコマンドコード、ドライブ番号ＬＵＮ、ディ
スク論理アドレス、データブロック数およびキャッシュ
コントロールビットｃｃ２〜ｃｃＯを含む６バイトの命
令である。ドライブ番号ＬＵＮは３ビツトから成り、磁
気ディスクドライブ２０〜２３の１つを指定する。この
例においてドライブ番号ＬＵＮの最上位ビットは常に“
０“である。またディスク論理アドレスは、ドライブ番
号ＬＵＮで指定されるディスクのセクタ番号を示すもの
で、５ビツトの論理アドレス２．８ビツトの論理アドレ
ス１．０の計２１ビットから成る。１ブロツク（ディス
クブロック）が１６にバイトであるこの例では、第２図
に示すようにディスク論理アドレスの上位１５ビツト（
ビット６〜２０）でディスクブロックアドレスか示され
る。また、この例では、キャッシュメモリ４３の容量が
５１２にバイト、１キヤツシユブロツクが上記のように
１６にバイトであることから、カラム数は（カラム０と
カラム１の）２となる。したがってディスク論理アドレ
スのビット６はカラム番号を示す。

第３図はディレクトリメモリ４５の構造を示す。

ディレクトリメモリ４５の容量は１２８バイトであり、
アドレス０００（１６進表現）から始まるカラム０領域
（６４バイト）と、アドレス０４０（１６進表現）から
始まるカラム１領域（６４バイト）から成る。カラム０
．１の各領域は、１６レベル（エントリ）に分けられ、
ルベルは４バイトで構成され、第１図（ｂ）に示したデ
ィレクトリ情報が登録できるようになっている。

再び第１図（ａ）を参照すると、第３のバス４１には、
ディレクトリサーチ時にディレクトリメモリ４５から読
出されたＬＲＵ値が設定されるＬＲＵカウンタ（以下、
ＣＬＲＵと称する）４６の入力およびドライバ４７の出
力も接続されている。ＣＬＲＵ４Ｂの出力およびドライ
バ４７の入力は、キャッシュコントロール回路４４に接
続されている。またバス４１には、レジスタファイル４
８の人力ポートおよび比較器４９の８人力も接続されて
いる。レジスタファイル４８は、ＲＴＣＡＯ−ＲＴＣＡ
３の４つのレジスタ５１〜５３から成る。レジスタファ
イル４８の出力ポートは比較器４９のＡ入力に接続され
、比較器４９の出力ポートはキャッシュコントロール回
路４４に接続されている。キャッシュコントロール回路
４４は、ドライバ４７によりバス４１上に出力されるＣ
ＬＲＵ４Ｂの内容（ＬＲＵ値）のレジスタファイル４８
への入力を制御する如く、レジスタファイル４８と接続
されている。

、ディレクトリメモリ４５のアドレスポートＡには同メ
モリ４５のアドレスを指定するディレクトリメモリアド
レスカウンタ（以下、ＣＤＭＡと称する）５４の出力が
接続され、ＣＤＭＡ５４の入力は第２のハス３６に接続
されている。ＣＤＭＡ５４の出力はレジスタファイル５
５の入力ポートにも接続され、レジスタファイル５５の
出力ポートは第２のバス３６に接続されている。またレ
ジスタファイル５５には、キャッシュコントロール回路
４４による制御が可能な如く同コントロール回路４４が
接続されている。

レジスタファイル５５は、ＲＣＧＡＯ〜ＲＣＧＡ２の３
つのレジスタ６０〜６２から成る。

次にこの発明の一実施例の動作を説明する。

ホストシステムからのディスクアクセス要求であるリー
ド／ライトコマンド（第２図参照）はＤ　／　Ｒ３５、
バス３４を介してＨＤ　Ｃ３１に伝えられ、ＨＤＣ３１
内のコマンドレジスタ（図示せず）に保持される。

コマンドレジスタ内のり−ド／ライトコマンドはマイク
ロプロセッサ３７により読出されワークメモリ３９の所
定領域に格納される。マイクロプロセッサ３７は、（ホ
ストシステムからの）リード／うイトコマンドをワーク
メモリ３９に格納すると、同要求に従ってシークコマン
ドを発行しＨＤＣ３１にセットする。これによりＨＤ　
Ｃ３１は指定されたトラックをシークするように磁気デ
ィスクドライブ２０〜２３のうちの指定ドライブを制御
する。

またマイクロプロセッサ３７は、上記リード／ライトコ
マンド中のディスク論理アドレスを含むディスクブロッ
クアドレスがディレクトリメモリ４５に登録されている
か否かを調べるために、まずディスク論理アドレスのビ
ット６を調べる。もしビット６が“０”であれば、ディ
レクトリメモリ４５のカラム０領域がディレクトリサー
チの対象となることから、マイクロプロセッサ３７はＣ
ＤＭＡ５４にディレクトリスタートアドレスとして００
０をセットする。これに対してビット６が“１＃であれ
ば、ディレクトリメモリ４５のカラム１領域がディレク
トリサーチの対象となることから、マイクロプロセッサ
３７はＣＤＭＡ５４に０４０をセットする。

次にマイクロプロセッサ３７は、リード／ライトコマン
ド中のドライブ番号ＬＵＮ、およびディスク論理アドレ
スのビット１６〜２０から成る第１バイトをレジスタフ
ァイル４８内のＲＴＣＡＯレジスタ５０にセットし、デ
ィスク論理アドレスのビット８〜１５から成る第２バイ
トをＲＴＣＡ　ルジスタ５１にセットする。またマイク
ロプロセッサ３７は、ディスク論理アドレスのビット６
．７．４ビツトのオール“０°データ、値が“０“のエ
ラーフラグＥＲＲ，および値が１”の有効表示フラグＶ
Ｂから成る第３バイトをＲＴＣＡ２レジスタ５２にセッ
トし、値が０のＬＲＵ値（最小のＬＲＵ値）から成る第
４バイトをＲＴＣＡ３レジスタ５３にセットする。即ち
マイクロプロセッサ３７は、リード／ライトコマンド中
のドライブ番号ＬＵＮおよびディスク論理アドレスに基
づいて、ディレクトリサーチのためのターゲット情報を
生成し、レジスタファイル４８にセットする。

マイクロプロセッサ３７は、以上のセットアツプを終了
すると、キャッシュコントロール回路４４を起動してデ
ィレクトリサーチを開始させる。これにより以下に示す
ディレクトリサーチサイクルか１６回繰返される。

このディレクトリサーチサイクルでは、まずＣＤＩｖｌ
Ａ５４の示す（ディレクトリメモリ）アドレスかレジス
タファイル５５内のＲＣＧＡＯレジスタ６０にセットさ
れる。またＣＤＭＡ５４が順次カウントアツプされる。

これによりＣＤＭＡ５４の示すディレクトリメモリ４５
のレベル（エントリ）のディレクトリ情報が第１バイト
から順にバイト単位でハス４１に読出され、比較器４９
のＢ入力に供給される。また、これに同期して、レジス
タファイル４８にセットされたターゲット情報が第１バ
イトより順にバイト単位で取出され、比較器３９のＡ入
力に供給される。比較器３９はＡ、Ｂ入力内容を比較す
る。比較器４９の比較結果、即ちレジスタファイル３８
からのターゲット情報とディレクトリメモリ３５からの
ディレクトリ情報とのバイト単位での比較結果は、順に
キャッシュコントロール回路４４に通知される。またデ
ィレクトリメモリ４５からバス４１経由で比較器４９の
Ｂ入力に供給されるディレクトリ情報のうちのＬＲＵ値
は、ＣＬＲＵ４Ｂにロードされ＋１される。

キャッシュコントロール回路４４は、まず比較器４９の
第１乃至第３バイト比較結果により、キャツシュヒツト
したか否かを判定する。もしキャツシュヒツトしていれ
ば、キャッシュコントロール回路４４はレジスタファイ
ル５５内のＲＣＧＡＯレジスタ８０にセットされている
（ディレクトリメモリ）アドレス（現ディレクトリサー
チサイクルの該当レベルの先頭位置を示すアドレス）に
キャツシュヒツトを示すヒツトフラグを付加してＲＣＧ
ＡＩレジスタ６１にセットする。

次にキャッシュコントロール回路４４は、比較器４９の
ＬＲＵ値比較結果により、その時点における置換対象キ
ャッシュブロック（に対応するディレクトリメモリ４５
のレベル）を決定する。もしディレクトリメモリ４５か
らのＬＲＵ値がレジスタファイル４８からのＬＲＵ値以
上であれば、キャッシュコントロール回路４４は該当レ
ベル（エントリ）に対応するキャッシュブロックが置換
対象キャッシュブロックであるものとひとまず判断する
。この場合、キャッシュコントロール回路４４はレジス
タファイル５５内ＲＣＧＡＯレジスタ６０にセットされ
ている（ディレクトリメモリ）アドレスをＲＣＧＡ２レ
ジスタ６２にセットする。またキャッシュコントロール
回路４４はＣＬＲＵ４６の示す（＋１された）ＬＲＵ値
をドライバ４７よりバス４１上に出力せしめ、レジスタ
ファイル４８内のＲＴＣＡ３レジスタ５３にセットされ
ているＬＲＵ値をバス４１上のＬＲＵ値に更新する。

更にキャッシュコントロール回路４４は上記バス４１上
の（ＣＬＲＵ４６からの）ＬＲＵ値を、比較器４９の比
較結果に無関係にディレクトリメモリ４５の対応レベル
に書込む。即ち本実施例では、ディレクトリサーチサイ
クル毎に、ディレクトリメモリ４５の対応レベル内のＬ
ＲＵ値が＋１される。

以上がディレクトリサーチサイクルであり、このサイク
ルがディレクトリメモリ４５めレベルＯ〜Ｆ（１６進表
現）の各ディレクトリ情報に対して繰返し行なわれるこ
とにより、リード／ライトコマンドに対応するディレク
トリサーチか終了する。

このときレジスタファイル５５内のＲＣＧＡＩレジスタ
６１には、もしキャツシュヒツトしていたならば、該当
キャッシュブロックに対応するディレクトリメモリ３５
のレベルの（先頭）アドレスがセットされている筈であ
る。またレジスタファイル４１内のＲＣＧＡ２レジスタ
６２には、指定されたカラムの中で最も大きなＬＲＵ値
を有しているディレクトリメモリ３５のレベルの（先頭
）アドレスがセットされている。このアドレスは、リー
ド指定時のキャッシュミスの場合には、置換対象キヤ・
ソシュブロックに対応するディレクトリメモリ３５のレ
ベル（エントリ）を示す。

マイクロプロセッサ３７は、ディレクトリサーチが終了
すると、レジスタファイル５５内のＲＣＧＡルジスタ６
１の内容をバス３６経由で読込み、キャツシュヒツト或
はミスヒツトのいずれであったかを調べる。もしリード
指定時のキャッシュミスであれば、マイクロプロセッサ
３７は、レジスタファイル５５内のＲＣＧＡ２レジスタ
６２の示すディレクトリアドレスを、その時点で最も古
く参照されたキャッシュブロック（即ち置換対象キャッ
シュブロック）に対応するディレ・クトリメモリ４５の
レベルの先頭アドレスとして読込み、ＣＤＭＡ５４にセ
ットする。そしてマイクロプロセッサ３７は、ＣＤＭＡ
５４を順次カウントアツプしながら、ディレクトリメモ
リ４５の対応レベル（エントリ）にディレクトリ情報を
登録する。このディレクトリ情報は、ＬＲＵ値が初期値
となっている点を除けば、基本的にレジスタファイル４
８内のターゲット情報と同一である。この実施例では、
ＬＲＵ値の初期値はキャッシュコントロールビットｃｃ
２〜ｃｃＯによって指定される。

上記の説明から明らかなように、（ディレクトリ登録時
における）ディレクトリ情報のディレクトリメモリ４５
内登録レベルは（したがってキャッシュメモリ４３の置
換対象キャッシュブロックは）、磁気ディスクドライブ
を示すドライブ番号ＬＵＮをディレクトリ情報に含める
ことにより、１台の磁気ディスクドライブを制御する磁
気ディスク制御装置の場合と同様に各レベルのディレク
トリ情報のＬＲＵ値（の大小）たけて決定される。した
がって、キャッシュメモリ４３（ディレクトリメモリ４
５）の領域は、従来例（第５図参照）と異なり、第４図
に示すように磁気ディスクドライブ２０〜２３のいずれ
にも割当てが可能である。このため、この実施例では、
キャッシュメモリ４３を磁気ディスクドライブ２０〜２
３のアクセス頬度等に応じて効率良く共有できる。

なお、ディレクトリメモリ４５に登録されたディレクト
リ情報の示すディスクブロックの読出し並びにキャッシ
ュメモリ４３への書込み動作等については、本発明の要
旨に直接関係しないため説明を省略する。

さて、前記実施例では、キャッシュメモリ４３が全ての
磁気ディスクドライブ２０〜２３により共有される場合
について説明したが、これに限るものではない。例えば
Ｏ５（オペレーティングシステム）のようにローディン
グ回数か１回だけのディスクブロックを有する磁気ディ
スクドライブ（即ちアクセス頻度の低いドライブ）等に
ついてはキャッシュを使用しないようにし、残りのドラ
イブたけでキャッシュメモリ４３を共有することも可能
である。この場合、限られた容量のキャッシュメモリ４
３を更に効率的に使用でき、ヒツト率も一層向上する。

なお、キャッシュを使用するか否かの指定（キャッシュ
モード指定）は、電源投入時等においてコマンドにより
磁気ディスクドライブ単位で指定すればよい。

［発明の効果］以上詳述したようにこの発明によれば、複数の磁気ディ
スクドライブがその台数に依存することなくキャッシュ
メモリを効率良く共有できる。

【図面の簡単な説明】

第１図（ａ）はこの発明の一実施例に係る磁気ディスク
サブシステムのブロック構成図、第１図（ｂ）はディレ
クトリ情報のフォーマットを示す図、第２図はり−ド／
ライトコマンドのフォーマットを示す図、第３図は第１
図（ａ）のブイレフ！・リメモリ４５の構造を示す図、
第４図は上記実施例におけるキャッシュメモリ４３とデ
ィレクトリメモリ４５との対応状態を示す図、第５図は
従来例におけるキャッシュメモリとディレクトリメモリ
との対応状態を示す図である。１０・・・磁気ディスク制御装置、２０〜２３・・・磁
気ディスクドライブ、３７・・・マイクロプロセッサ、
４３・・・キャッシュメモリ、４４・・・キャッシュコ
ントロール回路、４５・・・ディレクトリメモリ、４８
．５５・・・レジスタファイル、４９・・・比較器。出願人代理人　弁理士　鈴江武彦（ｂ）第１図第２図第３図第４図第５図

Claims

【特許請求の範囲】

度数の磁気ディスクドライブで共有可能なキャッシュメ
モリを備えた磁気ディスク制御装置において、上記キャ
ッシュメモリの各キャッシュブロックに対応するエント
リを有し、各エントリに対応キャッシュブロックに格納
されるディスクブロックのディスクブロックアドレス並
びに対応磁気ディスクドライブを示すディスクドライブ
識別子を含むディレクトリ情報が登録されるディレクト
リメモリと、このディレクトリメモリをディスクドライ
ブ識別子並びにディスク論理アドレスを含むリード／ラ
イトコマンドに応じてサーチするディレクトリサーチ手
段と、このディレクトリサーチ手段のサーチ結果および
上記リード／ライトコマンドに応じ対応ディレクトリ情
報を置換対象キャッシュブロックに対応する上記ディレ
クトリメモリのエントリに登録する登録手段とを具備す
ることを特徴とする磁気ディスク制御装置。