JPH0236445A - ディスク・キャッシュ装置 - Google Patents

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】 産業上の利用分野 本発明は電子計算機システムにおいて用いられるディス
ク・キャッシュ装置に関する。

従来の技術 ディスク装置に対する処理時間を短縮するために、主記
憶装置とディスク装置との間に高速で小容量のキャッシ
ュメモリを設けて参照頻度の高いディスクデータをキャ
ッシュメモリに格納し、平均的なディスクアクセス時間
を短縮しようとするディスクキャッシュにおいて、その
性能を高める上で必要なのが、アクセスされるデータが
キャッシュメモリ上に見出される確率（キャツシュヒツ
ト率）を高めることと、そのデータがキャッシュメモリ
上に存在するか否かを判定する時間（ヒツト、−”　ミ
ス判定時間）を短縮することであり、ディスク装置のデ
ータの一部をキャッシュメモリにうまく対応づける（マ
ツピング）方法が重要になろう従来、知られているマツ
ピングの方法には、フル・アソシアティブ方式とセット
・アソシアティブ方式とがある。フル・アソシアティブ
方式はディスクのデータブロック〈記憶単位）がキャッ
シュメモリのどのブロックにもマツピングできるように
したものである。またセット・アソシアティブ方式はデ
ィスク装置を論理的にいくつかの粗に分け、キャッシュ
メモリのブロックも対応してヒツトと呼ばれる一列のグ
ループに分けておき、分割した各々でマツピングを行な
う。

発明が解決しようとする課題 前述した従来のマツピング方式で、フル・アソシアティ
ブ方式ではアクセスされるデータがキャッシュメモリ上
に存在するか否かを判定するときにキャッシュの全ブロ
ックまたは非常に多くのブロックを調べる必要がある。

またセット・アソシアティブ方式の構成においては、ア
クセスされるデータがキャッシュメモリ上に存在するか
否かを判定するのに、限られたブロックのみ調べればよ
いので、フル・アソシアティブ方式に比べて短時間で行
えるが、反面ディスク装置とキャッシュメモリのセット
との対応が一度設定されると固定されてしまうため、計
算機システム操作途中、使用状況によってディスク装置
の論理的に分割された特定の領域に対してアクセスが集
中するようなことが生じた場合、その領域に対応するセ
ット以外のキャッシュメモリにはデータを格納できない
ため、高価な高速のメモリを有効に使用できないだけで
なく、小量の限定されたセット分のメモリだけでは参照
頻度の高いデータを十分格納しきれなくなり、キャッシ
ュ・ヒツト率の低下を招く恐れがある。

本発明は、このような従来の問題点を解決するためにな
されたもので、アクセスされるデータがキャッシュメモ
リ上に存在するが否がを短時間に判定し、しかもキャッ
シュメモリ全体を効率的に使用し、高いキャツシュヒツ
ト率を維持する高性能なディスク・キャッシュ装置を提
供することを目的とする。

課題を解決するための手段 本発明は、接続可能な１台または複数台のディスク装置
の総容量を論理的に複数の論理ボリュームに分割してお
き、前記論理ボリュームと同数のセットに分割され、前
記セットはそれぞれ複数のグロ’７りに区分されている
セット分割キャッシュメモリと、セットには分割されず
、複数のブロックにのみ区分されている非分割キャッシ
ュメモリと、前記セット分割キャッシュメモリの各セッ
トを前記ディスク装置の各論理ボリュームに一対一に割
り付けるための前記セットと前記論理ボリュームとの対
応情報を有し、前記セット分割キャッシュメモリをアク
セスするためのセットアドレスを生成するセットアドレ
ス生成手段と、前記セットアドレス生成手段で生成され
たセットアドレスで指定される前記セット分割キャッシ
ュメモリの記憶位置、あるいは前記非分割キャッシュメ
モリにアクセス要求のあったデータブロックを格納させ
るのに、最も新しくアクセス要求のあったデータブロッ
クを常に前記セット分割キャッシュメモリに格納し、こ
の時格納しきれなくなったデータブロックが存在すれば
、該データを前記非分割キャッンユメモリへ格納させる
よう制御する手段とを含むことを特徴とするディスク・
キャッシュ装置である。

作用 以上のような構成によれば、計算機システム操作中、ア
クセス頻度の高いデータはセット分割キャッシュメモリ
に常駐化する確率が高いので、もし目的とするデータが
よくアクセスされるものであれば、セット・アソシアテ
ィブ方式の利点で、キャッシュメモリ上に存在するが否
か短時間で判定でき、また例え特定の論理ボリュームに
対してのアクセスが集中するような場合が生じて、アク
セス頻度の高いデータ量が増大し、セット分割キャッシ
ュメモリに格納しきれなくなっても、自動的に非分割キ
ャッシュメモリのデータブロックが割り付けられるので
、キャッシュメモリ中にデータを格納でき、キャツシュ
ヒツト率を低下させることもない。

実施例 以下、本発明の一実施例を説明する。本発明が適用され
る計算機システムを示す第１図において、１０００はＣ
ＰＵ、２０００は主記憶装置、２１００は主記憶装置２
０００上で動作するオペレーティング・システム（Ｏ８
）、２１１０は０３２１００に含まれるプログラム、デ
ィスク・ドライバ、３０００はディスク・キャッシュ装
置、４０００はディスク制御装置を含むディスク装置で
、内部は論理的に複数の論理ボリュームに分割されてい
て、各論理ボリュームに関する情報は０３２１００が管
理している。３１００はディスク・キャッシュ装置３０
００に含まれるディスク装置４０００上の任意のデータ
（レコード）を−時的に記憶するためのキャッシュメモ
リ、３２００はキャッシュメモリ３１００にディスク装
置４０００上のどのレコードが入っているか記憶してい
るディレクトリである。なお、ディスク・キャッシュ装
置３０００は装置として必ずしも独立している必要はな
く、入出力チャネル（人出力インターフェース）やディ
スク制御装置に組み込むことも可能である。

次に、基本的な動作について説明する。Ｃ、Ｐ　Ｕｌ　
０００がディスク装置４０００に対して読出し要求をデ
ィスク・ドライバ２１１０を介して発行すると、ディス
ク・キャッシュ装置３０００はディスク・ドライバ２１
１０より受は取った読出し要求のアドレスを用いてディ
レクトリ３２００を検索し、アクセスしようとしている
レコードがキャッシュメモリ３１００に存在するか否か
調べる。もし存在すれば、そこからデータを読み出し、
ＣＰＵ１００Ｏへ転送する。もし、アクセスされたレコ
ードがキャッシュメモリ３１００上に存在しなければ、
そのレコードを含むデータブロックを、ディスク装置４
０００から読み出し、このブロックをキャッシュメモリ
３１００の適当なブロックに格納し、ディレクトリ３２
００を更新すると同時にＣＰＵ１００Ｏにアクセスされ
たレコードを転送する。

逆にＣＰＵ１００Ｏがディスク装置４０００に対して書
込み要求を発行した場合、書込みレコードをディスク装
置４０００に書き込み、もし該書込みレコードのアドレ
スに対応したチータブロックがキャッシュメモリ３１０
０上に存在すれば、キャッシュメモリ３１００上にも書
き込む。

本発明は以上の動作において、ディスク装置上のレコー
ドをキャッシュメモリのどの部分にいかに割り付けるか
に関するものであるので、ディスク・キャッシュ装置３
０００の内部を示す第２図を用いて詳細に説明する。

第２図において、３３００はディスク装置４０００への
読出し、または書込み要求により指定されるレコードの
アドレスを格納するアドレスレジスタ、３４００はアク
セスするレコードのアドレスに基づいてセットアドレス
を生成するセットアドレス生成回路、３５００はディス
ク・キャッシュ装置全般の動作を制御するディスク・キ
ャッシュ制御回路、３６００はディレクトリの内容とア
ドレスレジスタ３３００の内容とを比較する比較回路、
３７００はキャッシュメモリのブロックを新しいデータ
ブロックに置き換える等の処理を行う書換え処理回路で
あり、キャッシュメモリには入出力バス３８００を通し
てディスク装置４０００と接続されている。

ディスク装置において、通常データはセクタという単位
の固定長のレコードで記録されており、その複数倍の大
きさのまとまりをブロックとすると、アクセスするレコ
ードのアドレスは、ボリューム番号３３１０．ブロック
アドレス３３２０゜セクタアドレス３３３０に分解され
る。

キャッシュメモリ３１００は、セクタ単位でアドレスで
きるメモリで、全体が複数のブロックよりなる、ディス
ク装置４０００の論理ボリューム数と同数のセットに分
割されているセット分割キャッシュメモリ３１１０と、
全体が前記セット分割キャッシュメモリ３１１０のブロ
ックと同じ大きさの複数のブロックよりなる非分割キャ
ッシュメモリ３１２０と、前記セット分割キャッシュメ
モリ３１１０および非分割キャッシュメモ１３１２０の
１ブロック分の容量をもつバッファメモリ３１３０とか
ら構成される。セット分割キャッシュメモリ３１１０に
おいて、各セット内の同順番目のブロックの集まりをレ
ベルとすると、キャッシュメモリ内の特定のセクタは、
セットアドレス、レベルアドレス、およびブロック内の
セクタアドレスによってアクセスできる。

ディレクトリ３２００はキャッシュメモリ３１００内の
ブロックに対応したエントリを持つメモリで、セット分
割キャッシュメモリ３１１０に対応して、同様のセット
・レベルの配列をもつセット分割ディレクトリ３２１０
．非分割キャッシュメモリ３１２０に対応した非分割デ
ィレクトリ３２２０、および前記セット分割ディレクト
リ３２１０、非分割ディレクトリ３２２０のエントリと
同じ容量をもつバッファメモリ３２３０とから構成され
ていて、各エントリには対応するキャッシュメモリ３１
００のブロックに格納されているディスク装置４０００
のデータブロックのアドレス（ボリューム番号、ブロッ
クアドレス）が記憶されている。

セットアドレス生成回路３４００は、ディスク装置４０
００の各論理ボリュームとセット分割キャッシュメモリ
３１１０のセットとの対応テーブル３４１０を有し、デ
ィスク装置４０００の論理ボリューム番号を入力とし、
セットアドレスを生成する。

次に第１図、第２図において、本発明の一実施例の動作
について説明する。ＣＰＵＩ○Ｏ○より読出し要求があ
る場合、ディスク・ドライバ２１１０は指定されたディ
スク装置４０００のレコードのアドレスをアドレスレジ
スタ３３００に格納する。まずセットアドレス生成回路
３４００はアドレスレジスタ３３００のボリューム番号
３３１０の内容と、ボリューム・セット対応テーブル３
４１０と照合してセットアドレスを生成し、生成された
セットアドレスに従い、アクセスしようとするディスク
装置４０００の論理ボリュームに、一対一に割り付けら
れたセット分割キャッシュメモリ３１１Ｑに対応するセ
ット分割ディレクトリ３２１０内の１つのセットが選択
される。比較回路３６００は該セット内のディレクトリ
・エントリの内容とアドレスレジスタ３３００内のボリ
ューム番号３３１０、ブロックアドレス３３２０の内容
とを一つずつレベル順に比較する。この比較動作は選択
されたセット内のみで行うので短時間で処理できる。も
し比較があるレベルで一致すれば、該エントリに対応す
るセット分割キャッシュメモリ３１１０のブロックにア
クセスしようとするレコードが格納されていて、そのセ
ットアドレスがセットアドレス生成回路３４００より、
また一致したレベルアドレスは比較回路３６’ＯＯより
それぞれセット分割キャッシュメモリ３１１．０に伝え
られ、そのブロックが指定される。そしてアドレスレジ
スタ３３００内のセクタアドレス３３３０によりブロッ
ク内のセクタが選択され、データがＣＰＵ１００Ｏに送
られる。

もし選択されたセットのすべてのレベルで比較が一致し
なかった場合、セット分割キャッシュメモリ３１１０の
該セット内に空ブロックが存在しなければ、空きブロッ
クを作るため、書換え処理回路３７００が起動して、公
知のアルゴリズムで置換ブロックを決定する。例えばＬ
ＲＵ（ＬｅａｓｔＲｅｃｅｎｔｌｙ　　Ｕｓｅｄ）のよ
うに、使用中のブロックの中から最後に参照された時点
が最も古いブロックを使用頻度が最も低いと見なし、置
換ブロックとして選択して、データをバッファメモリ３
１３０へ転送し、該ブロックに対応するセット分割ディ
レクトリ３２１０のエントリの内容も同様にバッファメ
モリ３２３０に退避させ、該ブロックは空ブロックとな
る。

また同時に、ディスク装置４０００のどの論理ボリュー
ムのデータブロックでも任意の場所に格納し得る非分割
キャッシュメモリ３１２０に対応した非分割ディレクト
リ３２００の検索も開始される。前述したのと同様に、
ディレクトリ・エントリの内容とアドレスレジスタ３３
００内のボリューム番号３３１０．ブロックアドレス３
３２０の内容とを一つずつレベル順に比較回路３６００
で比較して、もし一致するものがあれば、該エントリに
対応する非分割キャッシュメモリ３１２０のブロックに
アクセスしようとするレコードが格納されていて、一致
したレベルアドレスが比較回路３６００より非分割キャ
ッシュメモリ３１２０に伝えられ、そのブロックが指定
される。そしてアドレスレジスタ３３００内のセクタア
ドレス３３３０によりブロック内のセクタが選択され、
データがＣＰＵ１００Ｏに送られると同時に、該ブロッ
クの全データがセット分割キャッシュメモリ３１１０の
セットアドレス生成回路３４００により指定されている
前記セット内の空きブロックに転送され、同様に非分割
ディレクトリ３２２０内の該ブロックに対応するエント
リの内容もセット分割ディレクトリ３２１０内の前記空
きブロックに対応するエントリに送られ、該ブロックは
非分割キャッシュメモリ３１２０内の空きブロックとな
る。

そして、非分割キャッシュメモリ３１２０および非分割
ディレクトリ３２２０からセット分割キャッシュメモリ
３１１０．セット分割ディレクトリ３２１０への転送完
了後、もしバッファメモリ３１３０に有効なデータ、す
なわちセット分割キャッシュメモリ３１１０に格納しき
れなくなったデータが存在すれは、非分割キャッシュメ
モリ３１２０の空きブロックに転送され、同様に該空き
ブロックに対応した非分割デイレクリ３１２０のエント
リに、バッファメモリ３２３０の内容が移され、バッフ
ァメモリ３１３０．３２３０のそれぞれの内容は無効に
なる。

次に、非分割ディレクトリ３２２０のすべてのレベルで
も比較が一致せず、アクセスしようとするレコードがキ
ャッシュメモリ３１００上に存在しないことが判明した
場合、書換え処理回路３７ｏＯによりセット分割キャッ
シュメモリ３１１０のセットアドレス生成回路３４００
により指定されている前記セット内の空きブロックにデ
ィスク装置４０００からアドレスレジスタ３３００に示
すアドレスのデータブロックが読み込まれ、同時に該デ
ータブロック内のセクタアドレス３３３０で指定された
セクタのデータＣＰＵ１００Ｏへ送られる。また、並行
して前記空きブロックに対応したセット分割ディレクト
リ３２１０内のエントリに前；己データブロックのアド
レス、つまりアドレスレジスタ３３００のボリューム番
号３３１０゜ブロックアドレス３３２０が書き込まれる
。

もしこの時、データバッファ３１３０にセット分割キャ
ッシュメモリ３１１０に格納しきれな（なったデータが
存在する場合は、非分割キャッシュメモリ３１２０内の
空きブロックが存在すれば、該空きブロックにデータバ
ッファ３１３０の内容が転送され、同様にデータバッフ
ァ３２３０の内容が前記空きブロックに対応する非分割
ディレクトリ３２１０のエントリに転送される。非分割
キャッシュメモリ３１２０内に空きブロックが存在しな
ければ、空きブロックを作るため、前述したようにＬＲ
Ｕのような公知のアルゴリズムにより置換ブロックが選
択され、該ブロックにデータバッファ３１３０の内容が
書き込まれ、同様に該ブロックに対応した非分割ディレ
クトリ３２１０のエントリにデータバッファ３２３０の
内容が書き込まれる。データバッファ３１３０．３１２
０の内容は非分割キャッシュメモリ３１２０に転送され
た後は、いずれの場合も無効となる。

なお、本発明の一実施例の動作説明としてＣＰＵからの
データの読出し要求の場合で行ったが、ＣＰＵからのデ
ータの書込み要求の場合もキャッシュメモリにアクセス
しようとするデータが存在する、しないに関係なくディ
スク装置にも書き込む以外、読出し要求時と同様の動作
を行う。また上記実施例セクタを記憶単位としたディス
ク装置を接続した場合を想定して説明したが、本発明は
セクタ方式以外のディスク装置に対しても適用できる。

発明の効果 本発明は以上説明したように、ディスク装置を論理的に
いくつかの論理ボリュームに分割しておき、論理ボリュ
ーム数と同数のセットに分割され、一対一に割り付けら
れるキャッシュメモリと、論理ボリュームすべてに対し
て割付は可能なキャッシュメモリを備え、それぞれへの
データの格納を最適に制御することにより、アクセス頻
度の高いデータはセットに分割されたキャッシュメモリ
に集まるので、セット・アソシアティブ方式の利点でこ
れらのデータがキャッシュメモリ上に存在することを短
時間で発見でき、平均的なアクセス時間も短縮できる。

また例え、計算機システム操作中、特定の論理ボリュー
ムに対してのアクセスが集中するような場合が生じて、
アクセス頻度の高いデータ量が増大し、セットに分割さ
れたキャッシュメモリに格納しきれな（なっても、論理
ボリュームすべてに対して割り付けられるキャッシュメ
モリ中にデータを格納できるので、アクセス頻度の高い
論理ボリュームはど、そのデータがこのキャッシュメモ
リを占有できるので、キャツシュヒツト率を低下させる
ことな（維持できる効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の適用される計算機システムの構成図、
第２図は本発明のディスク・キャッシュ装置の一構成例
を示す構成ブロック図である。 １０００・・・・・・ＣＰＵ、２０００・・・・・・主
記憶装置、３０００・・・・・・ディスク・キャッシュ
装置、３１００・・・・・・キャッシュメモリ、３１１
０・・・・・・セット分割キャッシュメモリ、３１２０
・・・・・・非分割キャッシュメモリ、３２００・・・
・・・ディレクトリ、３２１０・・・・・・セット分割
ディレクトリ、３２２０・・・・・・非分割ディレクト
リ、３１３０．３２３０・・・・・・バッファメモリ、
３３００・・・・・・アドレス・レジスタ、３４００・
・・・・・セットアドレス生成回路、３５００・・・・
・・ディスク・キャッシュ制御回路、３６００・・・・
・・比較回路、３７００・・・・・・書換え処理回路、
３８００・・・・・・入出力バス、４０００・・・・・
・ディスク装置。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 接続可能な１台または複数台のディスク装置の総容量を
   論理的に複数の論理ボリュームに分割しておき、前記論
   理ボリュームと同数のセットに分割され、前記セットは
   それぞれ複数のブロックに区別されているセット分割キ
   ャッシュメモリと、前記セット分割キャッシュメモリの
   各セットを前記ディスク装置の各論理ボリュームに一対
   一に割り付けるための前記セットと前記論理ボリューム
   との対応情報を有し、前記セット分割キャッシュメモリ
   をアクセスするためのセットアドレスを生成するセット
   アドレス生成手段と、セットには分割されず、複数のブ
   ロックにのみ区分されて、前記ディスク装置の論理ボリ
   ュームすべてに対して割付け可能な非分割キャッシュメ
   モリと、前記セットアドレス生成手段で生成されたセッ
   トアドレスで指定される前記セット分割キャッシュメモ
   リの記憶位置に、あるいは前記非分割キャッシュメモリ
   にアクセス要求のあったデータブロックを格納させるの
   に、最も新しくアクセス要求のあったデータブロックを
   常に前記セット分割キャッシュメモリに格納し、この時
   格納しきれなくなったデータブロックが存在すれば、該
   データを前記非分割キャッシュメモリへ格納させるよう
   制御する手段とを含むことを特徴とするディスク・キャ
   ッシュ装置。