JP2000285022A - ディスク制御装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】デステージングは、そのデータが保存されるべ
き記憶デバイス上の位置を全く考慮せずに行われてい
る。このため、記憶デバイスへのデータの保存は、ラン
ダムな位置に対して発生する場合が多くなり、処理に多
大な時間と資源を費やすこととなってしまう。 【解決手段】キャッシュメモリ上のデータの更新処理が
行われる度に、更新処理の対象となったデータが保存さ
れる記憶デバイス上の領域が、連続した領域であるか否
かを判断する。そして、連続している場合には、当該更
新処理の対象となったデータを示す連続データ情報を作
成する。ファイル制御装置は、連続データ情報に示され
た情報にしたがってデステージを行うことで、連続した
領域に連続してデータを書きこむことが示される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、情報処理システム
における外部記憶デバイスを制御するファイル制御装置
に関するものである。特に、複数のディスク型記憶デバ
イスの制御を司る制御装置に好適なファイル制御装置に
関する。

【０００２】

【従来の技術】ファイル制御装置は、通常、同一データ
に対して複数個の同時アクセスを可能とするディスクキ
ャッシュを備える。その目的は、アクセス性能低下を軽
減するためである。

【０００３】ディスクキャッシュは、通常半導体メモリ
素子で構成される。このため、ディスクキャッシュに記
憶されたデータに対しては、ファイル制御装置は複数の
アクセスを受け付けることが可能となる。

【０００４】また、ディスクキャッシュに記憶されたデ
ータに対しては、磁気ディスク等に対するような、アー
ムの位置付け待ち（以下、「ポジショニング待ち」とい
う。）や回転待ちが不要となる。このため、転送開始ま
での待ち時間も不要となる。

【０００５】以上の理由により、ファイル制御装置は、
キャッシュメモリを備えることで、非常に高速な応答性
能を実現することが可能となる。

【０００６】ディスクキャッシュには論理的な記憶デバ
イスの内容の一部が記憶される。

【０００７】図８は、従来のファイル制御装置を示した
図である。

【０００８】記憶装置２０内にはＳＩＦＭ３３が２個
（３３−１及び３３−２）、ＤＩＦＭ３４が３個（３４
−１〜３４−３）、物理的な記憶デバイス２１が３台
（２１−１〜２１−３）、キャッシュメモリ４０ヘのア
クセスパス３５は２個（３６−１及び３６−２）備わっ
ているものとする。また、一つの物理的な記憶デバイス
のそれぞれ（２１−１〜２１−３）に、二つの論理的な
記憶デバイス（５０−１と５１−１〜５０−３と５１−
３）が構成されている。

【０００９】記憶装置２０のファイル制御装置３０に備
えられている制御部３１は、制御記憶４１を含む。制御
記憶４１にはキャッシュデータ対応情報４２が配置され
ている。キャッシュデータ対応情報４２とは、あるデー
タについて、そのデータが記録されている記憶デバイス
内の位置（ブロック）と、そのデータのコピーが記憶さ
れているキャッシュメモリ内の位置との対応関係を示す
情報である。

【００１０】図９は、キャッシュメモリに記憶されたデ
ータを管理するための、データ優先情報４２のイメージ
図である。データ優先情報４２は、ブロック単位の管理
を行うための情報である。ブロックとは、記憶デバイス
に保存されているデータの一部のコピーをいう。このデ
ータ優先情報は、例えば、優先度順にブロックのエント
リ６０が並べられている構造となっている。

【００１１】しかし、ディスクキャッシュの容量は、フ
ァイル制御装置に接続されている記憶デバイスの総量よ
りも遥かに小さい。このため、ディスクキャッシュに記
憶されるデータは、必要に応じて交換される。交換は、
キャッシュメモリに記憶されているデータの追い出し
（以下、「デステージング」という。）と、記憶デバイ
スからのデータの読みこみ（以下、「ステージング」と
いう。）によって行われる。

【００１２】データ交換を行うための制御手段の一つと
して、ＬＲＵ(Least recently used)方式が使用される
ことが多い。ＬＲＵ方式とは、最も最近アクセスされた
ものに、最も高い優先度を与え、最後にアクセスされて
から最も時間の経っているものに最も低い優先度を与え
る制御方式をいう。

【００１３】図９左側の状態で、論理的な記憶デバイス
１１（５０−１）のブロックｅのデータが、新たにキャ
ッシュメモリに記憶される。この場合、テーブル４２に
は、当該ブロックに対応した新しいエントリ６０−１が
加えられる。すると、最も優先度の低いエントリ６０−
２に対応した、論理的な記憶デバイス１１（５０−１）
のブロックａのデータがキャッシュメモリから追い出さ
れる（図９中）。

【００１４】キャッシュメモリからのデータの追い出し
には、二種類処理が存在する。

【００１５】第一の処理は、ファイル制御装置が、キャ
ッシュメモリに記憶されいてる対象データを、単に論理
的に無効とする処理である。第二の処理は、ファイル制
御装置がキャッシュメモリに記憶されいてる対象データ
を記憶デバイスに保存した後に、論理的に無効とする処
理である。

【００１６】第一のデステージングは、キャッシュメモ
リに記憶されているデータの内容と、記憶デバイス上に
記憶されているデータの内容とが同一である場合に行わ
れる処理である。代表的な例としては、当該データがス
テージングされた後に、一度も更新されなかった場合を
挙げることができる。また、ステージングされた後に更
新された場合であっても、ファイル制御装置が定期的に
行う「キャッシュメモリ上のデータと記憶デバイス上の
データの同期化」が行われた後に、一度も更新されなか
った場合は、前者の処理が採られる。

【００１７】ここで、「キャッシュメモリ上のデータと
記憶デバイス上のデータの同期化」とは、キャッシュメ
モリ上のデータの内容と記憶デバイス上のデータの内容
とを同一にする処理をいう。具体的には、キャッシュメ
モリ上で更新されたデータが、記憶デバイスに保存され
ることで行われる。

【００１８】第二の処理は、キャッシュメモリに記憶さ
れているデータの内容と、記憶デバイス上に記憶されて
いるデータの内容とが異なる場合に行われる処理であ
る。代表的な例としては、ステージングされた後にキャ
ッシュメモリ上のデータが更新された場合であって、フ
ァイル制御装置が定期的に行う「キャッシュメモリ上の
データと記憶デバイス上のデータの同期化」が行われて
いない場合である。

【００１９】デステージングは、キャッシュメモリに空
き領域が不足した場合にのみ発生するものではない。例
えば、キャッシュメモリに空き領域が残存していても、
記憶装置全体の性能向上のために、ファイル制御装置
が、定期的にキャッシュメモリからデータを追い出すよ
うな制御を行うこともある。

【００２０】更に論理的な記憶デバイス１２（５１−
１）のブロックｆのデータが、新たにキャッシュメモリ
に記憶される。この場合、テーブル４２には、当該ブロ
ックに対応した新たなエントリ６０−３が加えられる。
すると、論理的な記憶デバイス１２（５１−１）のブロ
ックｂのデータに対応したエントリ６０−４が、データ
優先情報４２から追い出される（図９右）。

【００２１】

【発明が解決しようとする課題】このように、デステー
ジングは、そのデータが保存されるべき記憶デバイス上
の位置を全く考慮せずに行われている。したがって、記
憶デバイスへのデータの保存は、ランダムな位置に対し
て発生する場合が多い。

【００２２】記憶デバイスには、例えば磁気ディスク装
置や光ディスク装置等の回転式記憶媒体が使用されるこ
とが多い。このため、ランダムなアクセスを行うと、ア
クセスのたびに位置付け動作が必要となる。

【００２３】そうなると、保存するデータ毎に、記憶デ
バイスのポジショニング等が必要となる。このため、デ
ステージングに多大な時間と資源が費やさせることとな
る。そして、このデステージングが、サーバ等からの通
常アクセスと競合して、ファイル制御装置全体としての
性能を低下させる原因となる。

【００２４】

【課題を解決するための手段】本発明は、このような性
能低下を防止することを目的とする。本発明は、デステ
ージングがランダムアクセスとなる頻度を軽減すること
が可能なファイル制御装置を提供する。

【００２５】このために、本発明では、キャッシュメモ
リ上のデータの更新処理が行われるたびに、更新処理の
対象となったデータが保存される記憶デバイス上の領域
が、直前の更新処理の対象となったデータが保存される
記憶デバイス上の領域に連続した領域であるか否かを判
断する。判断の結果、当該更新処理が連続した領域に行
われている場合には当該更新処理の対象となったデータ
を示す連続データ情報を作成する。連続データ情報に
は、最初に更新されたデータから連続性が断たれる最後
までのデータが示される。

【００２６】図４に、この処理の概念図を示す。

【００２７】上段にはデータ優先情報の遷移を、下段に
は連続データ情報の遷移を示す。状態は、それぞれ、左
側から右側へ遷移する。

【００２８】データ優先情報は、当初、上段左側のよう
な状態であるとする。最も優先度の高いブロックは、記
憶デバイス２１のブロックｄ（６０−１）である。続い
て、記憶デバイス２２のブロックｃ（６０−２）が、登
録されている。この時点では、連続データ情報には、下
段左側（６０−４）に示すように、何の情報も登録され
ていない。

【００２９】この状態で、サーバから、記憶デバイス１
１のブロックａに対しての更新処理が行われた。続い
て、サーバから、記憶デバイス１１のブロックｂ、ブロ
ックｃについて更新処理が行われた。この時点で、デー
タ優先情報は、最も優先度の高い順に、「記憶デバイス
１１のブロックｃ、同デバイスのブロックｂ、ａ」とな
っている（６０−３）。連続データ情報には、相変わら
ず、下段中に示すように、何の情報も登録されていな
い。

【００３０】ここで、サーバからの更新処理が終了す
る。ファイル制御装置は、更新されたブロック数を記憶
しておく。今回は、更新されたブロック数は、三つであ
る。

【００３１】一連の更新処理は、現在のデータ優先情報
の最上位に位置付けられているデータで終わった。また
そのデータよりも、ファイル制御装置が計数した更新回
数分だけ、優先度の低いデータから始まった。

【００３２】今回は、更新されたブロック数は三つであ
る。したがって、ファイル制御装置は、最上位から三つ
優先度の低いデータ、すなわち、記憶デバイス１１のブ
ッロクａから更新処理が開始されたことが分かる。ファ
イル制御装置は、記憶デバイス１１のブロックａから、
最も優先度の高いブロックまで、優先度の高いほうに記
憶されているデータのブロック番号を検索する。今回
は、「記憶デバイス１１のブロックａ、同デバイスのブ
ロックｂ、ｃ」と登録されいてることが分かる。

【００３３】ファイル制御装置は、更新されたブロック
が連続していた場合は、それらの全てのブロックを連続
データ情報に移動する。データ優先情報は、移動したデ
ータを除いて、再び、優先度の高い順に並び替えられ
る。結局、連続した更新処理が行われる前の状態に戻る
こととなる。この状態は、上段右側に示されている。

【００３４】一方、連続データ情報には、データ優先情
報から移動されるデータをそのまま、登録する（６０−
５）。この状態は、下段右側に示されている。

【００３５】以上により、連続データ情報の作成がされ
る。

【００３６】連続性を検出できない更新処理の場合は、
更新対象となったデータを従来通り、データ優先情報
に、優先度を最も高くして追加する。

【００３７】ファイル制御装置は、何らかの要因で、キ
ャッシュメモリ上に格納されたデータのデステージング
が必要となった場合は、連続データ情報を参照する。フ
ァイル制御装置は、連続データ情報に従って、最も優先
度の低い連続データのデステージングを行う。

【００３８】もちろん、デステージの対象とするデータ
は、常に連続データ情報に示されたデータである必要は
ない。例えば、データ優先情報に示されているデータと
連続データ情報に示されている一連のデータとの間の優
先順位を総合的に判断するための情報を更に持ち、両者
の中で、最も優先度の低いデータを対象としても問題は
ない。

【００３９】具体的には、例えば、データ優先情報に、
連続データ用のエントリを作成しておくことで、統一的
な優先順位の管理が可能となる。この場合は、連続デー
タ情報に、対象データを移動した後に、データ優先情報
の最も優先度の高いエントリに、連続データ情報のエン
トリを指し示すポインタを追加することとなる。いずれ
を選択するかは、種々の要因により異なると考えられ
る。

【００４０】デステージング情報が、図４の下段右側の
ような状態であれば、ファイル制御装置は、記憶デバイ
ス１１のブロックａから同デバイスのブロックｃまでの
データを連続してデステージングすることとなる。

【００４１】ファイル制御装置は、連続データ情報に示
された一連のデータを連続して記憶デバイスに保存でき
るために、データ毎のポジショニングを行う必要がなく
なる。このため、ファイル制御装置は、最も効率良く高
速にデステージングを行うことが可能になる。

【００４２】なお、以上の説明の中で、「データ」とし
て説明されているものは、論理的な一まとまりのデータ
群を意味するものである。したがって、例えば、必ずし
も、物理的あるいは論理的な磁気ディスクの１記憶単位
と、一対一に対応するものである必要はない。つまり、
「データ」の単位は、ファイル制御装置が最も制御しや
すい最低単位を意味するものであり、一定の値でありさ
えすれば、１トラックであっても、４ブロックであって
も、差しつかえない。

【００４３】

【実施例】［実施の態様］図２は、本発明にかかる計算
機システム全体の構成を示した図である。

【００４４】計算機システムは、データアクセスを行う
サーバ１０と記憶装置２０からなる。記憶装置２０は、
記憶デバイス２１−１〜２１−ｋとファイル制御装置３
０とから構成される。

【００４５】サーバ１０から記憶装置２０へデータの読
み出しが要求されると、記憶装置２０内に備えられたフ
ァイル制御装置３０は、対象の記憶デバイスからデータ
を読み出してサーバ１０ヘ送る。

【００４６】サーバ１０から記憶装置２０へデータの書
きこみが要求されると、記憶装置２０内に備えられたフ
ァイル制御装置３０は、対象の記憶デバイスヘデータを
書き込む。

【００４７】図２では、記憶デバイス２１はファイル制
御装置にｋ台接続されている。サーバ１０からデータの
書き込みが記憶装置２０へ指示されると、記憶装置２０
内に備えられたファイル制御装置３０は、対象となる記
憶デバイスを選択し、当該記憶デバイスに書き込みが行
われる。

【００４８】図３は、記憶装置２０のブロック構成例を
示した図である。

【００４９】データを記憶しておく装置は記憶デバイス
２１−１〜２１−ｋ、記憶デバイス２１−１〜２１−ｋ
を制御する装置はファイル制御装置３０と呼ばれる。

【００５０】ファイル制御装置３０の内部には、ファイ
ル制御装置３０全体を制御する制御部３１と、該制御部
３１が管理するリソースの管理状況が記録される制御記
憶３２と、サーバ１０とのインタフェースを制御するモ
ジュールＳＩＦＭ３３と、記憶デバイス２１とのインタ
フェースを制御するモジュールＤＩＦＭ３４とが含まれ
る。

【００５１】さらにファイル制御装置３０の内部には、
記憶デバイス２１のデータの一部を記憶するためのキャ
ッシュメモリ４０が含まれる。

【００５２】ＳＩＦＭ３３やＤＩＦＭ３４を複数個備え
ることも可能である。記憶デバイス２１の例としては磁
気ディスクや光ディスク等のディスク装置などが挙げら
れる。

【００５３】サーバ１０から記憶装置２０にアクセス要
求があった場合、ファイル制御装置３０は、アクセス対
象のデータがキャッシュメモリ４０に記憶されているか
否かをまず確かめる。

【００５４】アクセス対象のデータがキャッシュメモリ
４０に記憶されていれば、そのデータをサーバ１０から
のアクセス要求に対して使用する。

【００５５】アクセス対象のデータがキャッシュメモリ
４０記憶されていない場合、サーバ１０からのアクセス
内容に応じて次のような処理を行う。

【００５６】アクセスがデータの読み出しである場合、
ファイル制御装置３０は、アクセス対象のデータを記憶
デバイス２１から読み出してサーバ１０ヘ転送する。こ
の時、ファイル制御装置３０は、記憶デバイス２１から
読み出されたデータをキャッシュメモリ４０にも記憶し
ておく。ファイル制御装置３０は次のアクセスに備え
る。

【００５７】アクセスがデータの書き込みである場合、
ファイル制御装置３０は、書き込みデータをキャッシュ
メモリ４０に書き込む。

【００５８】キャッシュメモリ４０の容量は、記憶デバ
イス全体２１−１〜２１−ｋの記憶容量より少ない。こ
のため、アクセスに応じて、ファイル制御装置３０は、
キャッシュメモリ４０内のデータのデステージングを行
う必要がある。

【００５９】［実施例］図１は、本発明の実施例を示し
たものである。

【００６０】本実施例では、一つの物理的な記憶デバイ
スには、それぞれ二つの論理的な記憶デバイスが構成さ
れている。記憶装置２０内にはＳＩＦＭが２個（３３−
１及び３３−２）、ＤＩＦＭが３個（３４−１〜３４−
３）、物理的な記憶デバイスは３台（２１−１〜２１−
３）、キャッシュメモリ４０ヘのアクセスバスは２個
（３６−１及び３６−２）が備わっているものとする。

【００６１】記憶装置２０に備えられているファイル制
御装置３０の制御部３１は、連続情報生成部４５−１
と、制御記憶４１と演算処理部４５を含む。連続情報生
成部４５−１は、サーバから要求された一連の更新処理
の対象となったキャッシュ上のブロックが、記憶デバイ
ス上で連続したブッロクに対して行われたものか否かを
判断する。連続情報生成部４５−１は、ブッロクが連続
していると判断した場合には、連続データ情報を生成す
る。連続データ情報には、一連の更新思慮の対象となっ
たブロックに関する情報が示されている。

【００６２】制御記憶４１にはデータ優先情報テーブル
（４２−１）、連続データ情報テーブル（４２−２）、
キャッシュデータ対応テーブル（４２−３）、及び連続
カウンタ（４２−４）が設けられている。演算処理部４
５は、制御記憶に格納されたプログラムに従って動作
し、ファイル制御装置全体を制御する。

【００６３】図６は、連続データ情報を具体化したテー
ブルの一例を示した図である。

【００６４】このテーブルは、ブロック単位の管理を行
うためのテーブルである。このテーブルには、ブロック
のエントリが並べられている。ブロックとは、記憶デバ
イスに保存されているデータの一部のコピーをいう。

【００６５】図の構造では、一段が一つのエントリであ
る。

【００６６】各エントリには、昇順に「エントリ番号」
が付されている。これは、所定のメモリアドレスからの
オフセット値であることが多い。図では、エントリは４
つ作成されている。したがって、キャッシュメモリに記
憶されているブロックは４っつであることを意味する。

【００６７】「物理デバイス番号」は、ブロックが保存
される物理的な記憶デバイスの番号を示している。「論
理デバイス番号」は、ブロックが保存される論理的な記
憶デバイスの番号を示している。他のテーブルを参照す
ることにより、「物理的な記憶デバイス」と「論理的な
記憶デバイス」との関係が明らかであれば、「論理デバ
イス番号」は、データ優先情報にとって必須の情報では
ない。しかし、本実施例では、データ優先情報が、「物
理的な記憶デバイス」と「論理的な記憶デバイス」との
関係をも示すものとする。

【００６８】図のような状態であれば、論理的な記憶デ
バイス１１と１２は、ともに物理的な記憶デバイス１に
構成されていることが、エントリ０及びエントリ１を参
照することで認識できる。また、論理的な記憶デバイス
２１と２２は、ともに物理的な記憶デバイス２に構成さ
れていることも、エントリ２及びエントリ３を参照する
ことで認識できる。

【００６９】「ブロック番号」は、キャッシュメモリ４
０に記憶されているブロックの番号（すなわち、論理的
な記憶デバイスに保存されている各データ毎に付されて
いる唯一な番号）を示している。

【００７０】図のような状態であれば、例えば、エント
リ０は、『「物理的な記憶デバイス１」に構成されてい
る「論理的な記憶デバイス１１」に保存されているブロ
ックａ』ついての情報である。

【００７１】「前」は当該エントリより一つ優先度の高
いエントリ番号を示しいてる。「後」は、当該エントリ
より一つ優先度の低いエントリ番号を示している。この
ため、最も優先度の高いエントリの「前」にはヌル値
（図では「＊」で示されている。実際には、全てのビッ
トをオンにした値が用いられることが多い。）が設定さ
れている。また、最も優先度の低いエントリの「後」に
もヌル値が設定さている。

【００７２】図の状態では、優先度は、高い順から「論
理的な記憶デバイス２１のブロックｃ、論理的な記憶デ
バイス２２のブロックｄ、論理的な記憶デバイス１２の
ブロックｂ、論理的な記憶デバイス１１のブロックａ」
であることが分かる。

【００７３】ファイル制御装置３０は、サーバ１０から
読み出しを要求されたデータがキャッシュメモリ４０に
記憶されていれば、キャッシュメモリ４０からデータを
転送する。ファイル制御装置３０は、サーバ１０から読
み出しを要求されたデータがキャッシュメモリ４０に記
憶されていなければ、記憶デバイスからデータを読み出
して転送する。

【００７４】サーバ１０が書き込みを要求したデータが
キャッシュメモリ４０に記憶されいてれば、ファイル制
御装置３０は、サーバ１０が書き込みを要求したデータ
で、キャッシュメモリ４０に記憶されいてるデータを更
新する。サーバ１０が書き込みを要求したデータがキャ
ッシュメモリ４０に記憶されていなければ、ファイル制
御装置３０は、一旦、記憶デバイスから対象となるデー
タをキャッシュメモリ４０内へ読み出して記録する。そ
の後、ファイル制御装置３０は、サーバ１０から転送さ
れたデータで、キャッシュメモリに記録されたデータを
更新する。

【００７５】あるいはファイル制御装置３０は、サーバ
が書き込みを要求したデータを、記憶デバイスからデー
タを読み出すことなく、キャッシュメモリヘ直接書き込
む。

【００７６】キャッシュメモリ４０内で更新されたデー
タは、例えば、そのデータを含むブロックがキャッシュ
メモリ上から追い出される時に、記憶デバイスヘ書き戻
される。

【００７７】制御部３１は、読み出しや書き込みの要求
があったブロックのエントリに、データ優先情報（４２
−１）の中で最も高い優先度を与える。

【００７８】例えば、データ優先情報（４２−１）を具
体化したテーブルが図６（ａ）に示すような状態であっ
た場合に、論理的な記憶デバイス１１のブロックａにア
クセスがあったとする。

【００７９】この場合、制御部３１は、論理的な記憶デ
バイス１１のブロックａに対応するエントリ０に最も高
い優先度を与える。この為に、制御部３１は、当該エン
トリの「前」にヌル値（＊）を設定し、「後」に「２」
を設定する。エントリ２は、論理的な記憶デバイス１１
のブロックａへのアクセスが発生する以前に、最も優先
順位の高かかったエントリである。制御部３１は、エン
トリ２の「前」には、「０」を設定する。エントリ０
は、今回最も優先度を高くするエントリである。

【００８０】次に、制御部３１は、元エントリ０の
「前」だったエントリ１の「後」に、元エントリ０の
「後」だったヌル値（＊）を設定する。これで、優先順
位の変更は終了する。

【００８１】最終的には、装置優先情報を具体化したテ
ーブルは、図６（ｂ）のようになる。この状態では、優
先度は、高い順から「論理的な記憶デバイス１１のブロ
ックａ、論理的な記憶デバイス２１のブロックｃ、論理
的な記憶デバイス２２のブロックｄ、論理的な記憶デバ
イス１２のブロックｂ」となっている。

【００８２】連続データ情報テーブルを具体化したテー
ブルは、本実施例においてはデータ優先情報テーブルと
同一の構成であるとする。したがって、その内容や操作
は、連続データ情報テーブルの場合と同様とする。ただ
し、本実施例は、連続データ情報テーブルの構成を限定
するものではない。連続データ情報テーブルの構成とし
ては、本実施例以外にも、例えば、各エントリを一連の
データについてのものとして、各エントリには連続した
データの始まりのブロックと終わりのブロックを示すよ
うに構成することも考えられる。

【００８３】次に、実際にデータの更新処理が行われた
場合を説明する。動作は、図７のフローに示す。

【００８４】当初のデータ優先情報テーブルは、図５上
段に示すような状態であったとする。連続データ情報テ
ーブルには、何の情報も示されていなかったとする。

【００８５】この状態で、サーバ１０からデータの更新
が要求される。更新は三つのブロックに対して行われ
た。当該データは、更新された順番に「物理的な記憶デ
バイス１ブロックａ、物理的な記憶デバイス１ブロック
ｂ、物理的な記憶デバイス１ブロックｂ」である。

【００８６】制御部３１は、サーバからデータの更新を
要求されるたびにデータ優先情報テーブルを更新する。
サーバからの３ブロックへの更新が終了した時点では、
優先情報データテーブルは、図５中段のような状態にな
っている。連続カウンタは、「３」になっている。

【００８７】制御部３１は、一連の更新処理が終了した
ので、当該更新処理が記憶デバイス上の連続したブロッ
クに対して行われたか否かを判断する。制御部３１は、
連続カウンタを参照し、連続して更新されたブロックの
数を知る（Ｓ１０１）。制御部３１は、データ優先情報
テーブルを参照し、今回の更新により登録された最初の
ブロックを対象のブロックに決定する（Ｓ１０２）。本
実施例では、再優先のブロックから三つ優先度の低い
「物理的な記憶デバイス１ブロックａ」が対象となる。
制御部３１は、対象のブロックのエントリを参照する
（Ｓ１０３）。

【００８８】制御部は、次に、当該ブロックが最も優先
度の高いブロックであるか否かを判断する（Ｓ１０
４）。

【００８９】当該ブロックが最も優先度の高いブロック
でなければ、制御部３１は、エントリの連続性の検査を
続行する必要がある。制御部３１は、優先度の一つ高い
ブロックを参照する（Ｓ１０５）。制御部３１は、優先
度の一つ高いブロックが、現在対象としているブロック
と連続か否か判断する（Ｓ１０６）。

【００９０】連続でなければ、一連の更新処理は、連続
したブロックに対するものではなかったと判断し、処理
を終了する（Ｓ２０３）。

【００９１】連続であれば、優先度の一つ高いブロック
を次なる対象のブロックと設定する（Ｓ１０７）。制御
部３１は、対象となるブロックを参照し（Ｓ１０３）、
以上の処理を繰り返す。

【００９２】一方、当該ブロックが最も優先度の高いブ
ロックであれば、テーブルの参照を終了する。また、最
も優先度の高いブロックまでエントリをたどれたという
ことは、対象となった全てのブロックが連続であったこ
とを意味する。したがて、制御部３１は、連続データ情
報テーブルの生成を行う（Ｓ２０１）。

【００９３】当初、連続データ情報テーブルには、何の
情報も示されていなかったと書いてしている。したがっ
て、連続データ情報テーブルには、今回連続的に更新さ
れたと判断したブロックのみが示されることとなる。こ
の状態の連続データ情報テーブルの一例を図５下段に示
す。

【００９４】次に、制御部３１は、データ優先情報テー
ブルから、連続データ情報テーブルに移動されたブロッ
クのエントリを削除する（Ｓ２０２）。したがって、デ
ータ優先情報テーブルは、今回の更新処理が行われる前
の、図５上段の状態に戻る。

【００９５】本実施例では、更新処理においても、デー
タが連続的に更新された場合を想定した。しかし、例え
ば一連の更新処理の対象となったデータが結果として連
続している場合に、当該更新処理の対象となったデータ
を連続データ情報に追加することも考えられる。

【００９６】例えば、サーバからの更新が、同一記憶デ
バイスに対して「ブロックａ、ブロックｃ、ブロック
ｂ」という順番で行われたとする。この場合、実際の更
新処理は連続的ではないが、結果として「ブロックａか
らブロックｃ」までの連続領域に対する更新がこおなわ
れている。したがって、これを連続データ情報に追加し
ても、本発明の効果を享受できる。

【００９７】この場合は、連続データ情報への登録対象
となるか否かの判断は、例えば、一連の更新処理の対象
となったデータを並び替えて後で、前述した連続判断を
行えば良い。具体的には、図７の処理フローのＳ１０１
とＳ１０２との間に、当該処理を行うこととなる。

【００９８】また、本実施例では、連続データ情報に登
録されている一組のデータの集合と、データ優先情報に
登録されている単一のデータとの間の優先順位管理につ
いては触れていない。しかし、これら一組のデータの集
合と、単一のデータとの間で、統一的な優先度管理を行
うことも考えられる。

【００９９】例えば、データ優先情報に、連続データ用
のエントリを作成しておくことが考えられる。この場合
は、連続データ情報に対象データを移動した後に、デー
タ優先情報の最も優先度の高いエントリに、連続データ
情報のエントリを指し示すポインタを追加することとな
る。

【０１００】他の例としては、データ優先情報の構造を
変更し、「ブロック番号」に二つの番号を示させるよう
な構造も考えられる。二つのブロック番号には、連続し
たデータの始まりのブロック番号と終わりのブロック番
号とが示される。単一のデータに関するエントリであれ
ば、二つのブロック番号が同一の値を示すようにしてお
けば良い。

【０１０１】この場合、制御部３１は、前述した連続判
断の最後に、データ優先情報のエントリを編集する必要
がある。制御部３１は、連続したデータを、連続データ
情報に移動してデータ優先情報から連続する一連のデー
タのに関する情報を削除する代わりに、データ優先情報
の最も優先度の高い位置に一連のデータの集合を示すエ
ントリを追加し、更新処理の最中に作成した、ここのデ
ータに関するエントリを削除する。

【０１０２】以上のような処理の具体手段としては、前
述したデータ優先情報の例と従来技術とから多種多様な
ものが考えられ、設計者がそれらの中から適宜選択し得
るものであると考える。

【０１０３】以上で、データの更新処理に伴う、本判明
の動作説明を終了する。

【０１０４】ところで、連続データ情報は、一連のデー
タの集合に関する情報を複数個示すことができる。した
がって、設計するに際しては、連続データ情報が、同一
データに関する情報を、重複して示すことのないように
気をつける必要がある。

【０１０５】例えば、更新処理を開始する前に、対象デ
ータが既に連続データ情報に登録されたとする。この場
合は、当該データの含まれる連続情報を、連続データ情
報から削除した後に、前述した処理を行えば、重複の回
避が可能となる。

【０１０６】この後、何らかの要因により、制御部３１
が、デステージングを行う場合は、連続データ情報テー
ブルが参照される。本実施例では、三つのブロックが示
されている。したがって、制御部３１は、三つのブロッ
クを一つのデータ単位として記憶デバイスに保存する。
例えば一つのデータが４キロバイトであるとするたと、
データの保存処理は、データ長１３キロバイトの一度の
書きこみ処理で終了する。

【０１０７】一塊とみなされたデータは、例えば、一つ
のＳＣＳＩコマンドで記憶デバイスに保存することがで
きる。

【０１０８】また、連続データ参照テーブルを記憶デバ
イス毎に備えることとすれば、制御が更に容易になる。

【０１０９】

【発明の効果】本発明にかかるファイル制御装置では、
連続データ情報に従ってキャッシュメモリ上のデータを
記憶デバイスに保存するだけで、記憶デバイスのアーム
動作等のポジショニング処理を最小限にすることが可能
となる。また、デステージングに際して、データ優先情
報を検索して記憶デバイスに対するデータ保存の順番を
変更する等のオーバーヘッドも必要もない。

【０１１０】本発明は、記憶デバイスとして、ＲＡＩＤ
１（多重化）が構成されている場合であっても、同様の
効果を奏する。例えば、ＲＡＩＤ１では、多重化されて
いる一つの記憶デバイスに関して考えれば、通常の物理
ディスクの制御と何ら変わるものがない。

【０１１１】また、ＲＡＩＤ０（ストライピング）が構
成されている場合であっても、一つの物理的な記憶デバ
イスについて考えれば、連続した領域にデータを記録す
ることが可能となる。更には、データを分散して格納し
ている全ての物理的な記憶デバイスに対して同時に書き
こみ処理ができるとう利点も享受できる。

【０１１２】特にＲＡＩＤ５（パリティ付ストライピン
グ）に関しては、データを分散して格納している全ての
物理的な記憶デバイスに対して同時に書きこみ処理がで
きるために、書きこみ前のパリティの読み出しが不要に
なり、記憶デバイスへのアクセス回数自体を減らすとい
う効果も期待できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明に係る記憶装置のブロック図である。

【図２】本発明にかかる計算機システム全体の構成を示
した図である。

【図３】記憶装置のブロック構成図である。

【図４】本発明にかかるデータ優先情報及び連続データ
情報の内容の遷移を示す概念図である。

【図５】データ優先情報及び連続データ情報の一実施例
を示した図である。

【図６】データ優先情報の一例を示した図である。

【図７】制御部の処理フローである。

【図８】従来のファイル記憶装置の詳細図である。

【図９】従来のデータリンクテーブルの内容の遷移を示
す概念図である。

【符号の説明】

１０ サーバ ２０ 記憶装置 ２１ 物理的な記憶デバイス ３０ ファイル制御装置 ３１ 制御部 ３２ 制御記憶 ４０ キャッシュメモリ ４１ 制御記憶 ４２−１ データ優先情報 ４２−２ 連続データ情報 ４２−３ キャッシュメモリ管理情報 ４５ 演算処理部 ５０ 論理的な記憶デバイス ５１ 論理的な記憶デバイス

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】記憶デバイスに接続され、当該記憶デバイ
   スに保存されているデータを記憶するキャッシュメモリ
   と、 前記記憶デバイスとキャッシュメモリとの間でのデータ
   転送を制御する制御部と、を備えたファイル制御装置で
   あって、 前記制御部は、上位装置からの更新処理の対象となるキ
   ャッシュメモリ上のデータが保存される記憶デバイス上
   の領域が連続している場合には、当該更新処理の対象と
   なった複数のデータに関連する連続データ情報を生成す
   る連続情報生成部を備え、キャッシュメモリに記憶され
   ているデータを記憶デバイスに保存する場合には、前記
   連続データ情報に従って、キャッシュメモリに記憶され
   ているデータを記憶デバイス上の連続した領域に連続し
   て保存すること、を特徴とするファイル制御装置。
2. 【請求項２】前記記憶デバイスは、物理的な記憶デバイ
   スに構成される論理的な記憶デバイスであって、 前記制御部は、一つの物理的な記憶デバイスに構成され
   る複数の論理的な記憶デバイスに関する前記連続データ
   情報が存在する場合に、一の論理的な記憶デバイスに対
   するデータの保存を終了した後に、当該物理的な記憶デ
   バイスに構成される他の論理的な記憶デバイスに対する
   データの保存を行うこと、を特徴とする請求項1記載の
   ファイル制御装置。
3. 【請求項３】記憶デバイスに接続され、当該記憶デバイ
   スに保存されているデータを記憶するキャッシュメモリ
   と、 キャッシュメモリに記憶されている複数のデータについ
   ての優先順位を示す情報であって、記憶デバイス上の領
   域で連続している複数のデータの集合に対しても一つの
   優先順位が割り当てられているデータ優先情報に従って
   前記記憶デバイスと当該キャッシュメモリとの間でのデ
   ータ転送を制御する制御部と、を備えたことを特徴とす
   るファイル制御装置。
4. 【請求項４】記憶デバイスに接続され、当該記憶デバイ
   スに保存されているデータを記憶するキャッシュメモリ
   と、 キャッシュメモリに記憶されている複数のデータについ
   ての優先順位を示すデータ優先情報にしたがって、前記
   記憶デバイスとキャッシュメモリとの間でのデータ転送
   を制御する制御部と、を備えたファイル制御装置のデー
   タ優先情報の構造であって、 単一のデータに対して一つの優先順位が割り当てられて
   いるとともに、記憶デバイス上の領域で連続している複
   数のデータの集合に対しても一つの優先順位が割り当て
   られていること、を特徴とするファイル制御装置のデー
   タ優先情報の構造。