JP2001188706A

JP2001188706A - ディスク制御装置

Info

Publication number: JP2001188706A
Application number: JP37307299A
Authority: JP
Inventors: Ikuo Uchibori; 郁夫内堀
Original assignee: Toshiba Corp
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1999-12-28
Filing date: 1999-12-28
Publication date: 2001-07-10
Anticipated expiration: 2019-12-28
Also published as: JP4060506B2; US6516389B1

Abstract

(57)【要約】【課題】データ読み出し時にアクセスの履歴を利用して
より有効にプリフェッチを行うことで、ディスクキャッ
シュのヒット率の向上を図る。【解決手段】ホスト装置２０から与えられた読み出し要
求の履歴を記憶するプリフェッチ予測テーブル１２２を
設ける。ディスク制御装置１２内のコントローラ１２３
は、ホスト装置２０から与えられた読み出し要求の要求
先を示す領域アドレスｂを予測アドレスｂとして、前回
要求時の要求先を示す領域アドレスａと当該予測アドレ
スｂとの組を含むエントリ情報を、プリフェッチ予測テ
ーブル１２２の対応エントリに登録する。その後、当該
エントリ情報中の領域アドレスａに一致する領域アドレ
スａを指定する読み出し要求がホスト装置２０から与え
られた場合、コントローラ１２３は当該エントリ情報中
の予測アドレスｂに従ってＨＤＤ１１からディスクキャ
ッシュ１２１へのプリフェッチを行う。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、計算機システムに
おいて使用される、ディスクキャッシュ機構を備えたデ
ィスク制御装置に係り、特にデータ読み出し要求に先立
って、ディスクキャッシュへのプリフェッチを効率的に
行うことによって、データ読み出し時のディスクキャッ
シュヒット率の向上を図ったディスク制御装置に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】磁気ディスク装置等を用いて構成される
ディスク記憶装置は、読み出し／書き込みを高速化する
ために、半導体メモリで構成された（ディスクキャッシ
ュメモリを含む）ディスクキャッシュ機構（ディスクキ
ャッシュ）を備えるのが一般的である。特に複数のディ
スク装置（ディスクドライブ）を使用したＲＡＩＤ（Re
dundant Arrays of Inexpensive Disks）装置において
は、大容量のキャッシュメモリを搭載する例が多い。

【０００３】しかし多くの場合、ディスクキャッシュ
は、データ書き込み用のバッファとして、ホストコンピ
ュータ（ホスト装置）からの書き込みを見かけ上高速化
する効果は大きいが、データ読み出しにおいては、高速
化の効果は小さい。これは、ディスク記憶装置への読み
出し要求には局所性がない場合が多いため、キャッシュ
のヒット率が低いことによる。

【０００４】データ読み出し要求に先立って、ディスク
装置からディスクキャッシュへのプリフェッチを行え
ば、ヒット率を改善することができる。ところが、実際
には、どこからプリフェッチを行えばよいのかが確定で
きない。そこで従来は、シーケンシャルな読み出しを想
定してプリフェッチを行っていた。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】上記したようにディス
クキャッシュを備えた従来のディスク記憶装置では、シ
ーケンシャルな読み出しを想定してディスクキャッシュ
へのプリフェッチを行っていた。

【０００６】しかし、ホストコンピュータからディスク
記憶装置へのデータ読み出し要求は、実際にはシーケン
シャルであるとは限らない。ホストコンピュータ側から
みると、実はファイル単位であったり、テーブルサーチ
であったり、或いは複数のファイルをセットで読み出し
たり、といった相関があっても、ディスク記憶装置側で
はそのようなパターンを知ることはできないので、単に
ランダムなアクセスとしてしか捉えられない。

【０００７】このため従来は、ディスクキャッシュへの
プリフェッチは限られた場合にしか効果がなく、場合に
よっては全く効果がないこともあった。

【０００８】本発明は上記事情を考慮してなされたもの
でその目的は、データ読み出し要求の受け付け時に、ア
クセスの履歴を利用して有効にプリフェッチを行うこと
で、ディスクキャッシュのヒット率の向上を図ることが
できるディスク制御装置を提供することにある。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明は、ディスク装置
上の一部のデータを一時記憶するためのディスクキャッ
シュを備えたディスクキャッシュ制御装置において、ホ
スト装置から与えられた読み出し要求の履歴が記憶され
る読み出し要求履歴記憶手段と、ホスト装置から読み出
し要求が与えられた場合に、要求されたデータを上記デ
ィスクキャッシュを利用してホスト装置に転送する読み
出し要求実行手段と、ホスト装置から与えられた読み出
し要求に基づき、対応する読み出し要求履歴要素を先行
する読み出し要求履歴要素にリンクさせて上記読み出し
要求履歴記憶手段に登録するための登録手段と、ホスト
装置から与えられた読み出し要求と上記読み出し要求履
歴記憶手段に記憶されている読み出し要求履歴とから、
次の読み出し要求の内容を予測し、該当するデータがデ
ィスクキャッシュに存在しない場合には、当該データを
ディスク装置からディスクキャッシュにプリフェッチす
るプリフェッチ手段とを備えたことを特徴とする。

【００１０】このような構成においては、読み出し要求
履歴記憶手段にデータ読み出し要求の履歴を記録し、デ
ータ読み出し要求の受け付け時には、当該読み出し要求
の履歴を利用して次の要求を予測することで有効にプリ
フェッチを行うことができ、ディスクキャッシュのヒッ
ト率の向上を図ることが可能となる。

【００１１】ここで、ホスト装置から与えられた読み出
し要求により要求されたデータに後続するデータをシー
ケンシャルプリフェッチする周知のシーケンシャルプリ
フェッチ手段を付加し、このシーケンシャルプリフェッ
チ手段によるプリフェッチと、上記プリフェッチ手段に
よる新規なプリフェッチとを併用するならば、ディスク
キャッシュのヒット率を一層向上することが可能とな
る。

【００１２】また、上記読み出し要求履歴記憶手段のデ
ータ構造としては、各読み出し要求について、対応す読
み出し要求履歴要素を第１の読み出し要求履歴要素と
し、後続する読み出し要求の読み出し要求履歴要素を第
２の読み出し要求履歴要素として含む履歴要素組の形式
で記憶するデータ構造を適用するとよい。この場合、上
記プリフェッチ手段は、ホスト装置から与えられた読み
出し要求に対応する読み出し要求履歴要素を第１の読み
出し要求履歴要素とする履歴要素組中の第２の読み出し
要求履歴要素に従ってプリフェッチを行えばよい。ここ
で、読み出し要求に対応する読み出し要求履歴要素に
は、要求先を示す要求先アドレス情報を用いるとよい。
この場合の読み出し要求履歴記憶手段のデータ構造を第
１のデータ構造と呼ぶ。

【００１３】また、上記の構成において、上記登録手段
に新規登録手段と変更登録手段とを持たせ、ホスト装置
から読み出し要求が与えられ、且つ先行する読み出し要
求に対応する第１の読み出し要求履歴要素を含む履歴要
素組が読み出し要求履歴記憶手段に存在しない場合に、
上記先行する読み出し要求に対応する第１の読み出し要
求履歴要素と、与えられた読み出し要求に対応する第２
の読み出し要求履歴要素とを含む履歴要素組を読み出し
要求履歴記憶手段に新規登録し、先行する読み出し要求
に対応する第１の読み出し要求履歴要素を含む履歴要素
組が読み出し要求履歴記憶手段に存在する場合で、少な
くとも、与えられた読み出し要求に対応する第２の読み
出し要求履歴要素が当該履歴要素組に含まれない場合
に、当該履歴要素組中の第２の読み出し要求履歴要素を
与えられた読み出し要求に対応する第２の読み出し要求
履歴要素に変更する構成を適用するとよい。

【００１４】また、読み出し要求履歴記憶手段のデータ
構造として、上記第１のデータ構造に代えて、各読み出
し要求について、当該要求の示す要求先アドレス情報に
おける所定の単位領域が指定可能な所定アドレス部分を
第１の読み出し要求履歴要素とし、当該要求の後に当該
要求とは上記所定アドレス部分が異なる要求先アドレス
情報を最初に示した読み出し要求の当該要求先アドレス
情報を第２の読み出し要求履歴要素として含む履歴要素
組の形式で記憶する第２のデータ構造を適用するとよ
い。この場合、上記プリフェッチ手段は、ホスト装置か
ら与えられた読み出し要求の示す要求先アドレス情報の
所定アドレス部分を第１の読み出し要求履歴要素とする
履歴要素組中の第２の読み出し要求履歴要素に従ってプ
リフェッチを行えばよい。

【００１５】ここでは、ホスト装置から要求先アドレス
情報の所定アドレス部分が前回とは異なる読み出し要求
が与えられ、且つ前回の読み出し要求に対応する第１の
読み出し要求履歴要素を含む履歴要素組が存在しない場
合に、上記前回の読み出し要求に対応する第１の読み出
し要求履歴要素と、与えられた読み出し要求に対応する
第２の読み出し要求履歴要素とを含む履歴要素組を新規
登録し、前回の読み出し要求に対応する第１の読み出し
要求履歴要素を含む履歴要素組が存在する場合で、少な
くとも、与えられた読み出し要求に対応する第２の読み
出し要求履歴要素が当該履歴要素組に含まれない場合
に、当該履歴要素組中の第２の読み出し要求履歴要素を
与えられた読み出し要求に対応する第２の読み出し要求
履歴要素に変更する構成を適用するとよい。

【００１６】上記第２のデータ構造の読み出し要求履歴
記憶手段を用いた構成では、先行する読み出し要求に対
してシーケンシャルな読み出しとなる読み出し要求につ
いては、読み出し要求履歴記憶手段への登録が抑止され
るため、読み出し要求履歴記憶手段のサイズを圧縮する
ことができる。

【００１７】また、読み出し要求履歴記憶手段のデータ
構造として、各読み出し要求について、当該要求の示す
要求先アドレス情報を第１の読み出し要求履歴要素と
し、当該要求の後に当該要求の示す要求先アドレス情報
から始まるシーケンシャルな読み出しから最初に外れる
読み出し要求の示す要求先アドレス情報を第２の読み出
し要求履歴要素とする履歴要素組であって、上記シーケ
ンシャルな読み出しでの連続アクセス数の情報を含む履
歴要素組の形式で記憶する第３のデータ構造を適用する
と、なおよい。この場合、上記プリフェッチ手段は、ホ
スト装置から与えられた読み出し要求の示す要求先アド
レス情報を第１の読み出し要求履歴要素とする履歴要素
組中の第２の読み出し要求履歴要素と対応する連続アク
セス数とに従ってプリフェッチを行えばよい。

【００１８】ここでは、ホスト装置からシーケンシャル
な読み出しから外れる読み出し要求が与えられ、且つ当
該シーケンシャルな読み出しの要求先アドレス情報を示
す読み出し要求である前回読み出し要求に対応する第１
の読み出し要求履歴要素を含む履歴要素組が読み出し要
求履歴記憶手段に存在しない場合に、上記前回の読み出
し要求に対応する第１の読み出し要求履歴要素と、与え
られた読み出し要求に対応する第２の読み出し要求履歴
要素と、当該シーケンシャルな読み出しでの連続アクセ
ス数の情報とを含む履歴要素組を新規登録し、前回の読
み出し要求に対応する第１の読み出し要求履歴要素を含
む履歴要素組が存在する場合で、少なくとも、与えられ
た読み出し要求に対応する第２の読み出し要求履歴要素
が当該履歴要素組に含まれない場合に、当該履歴要素組
中の第２の読み出し要求履歴要素を与えられた読み出し
要求に対応する第２の読み出し要求履歴要素に変更する
と共に、当該履歴要素組中の連続アクセス数の情報を当
該シーケンシャルな読み出しの連続アクセス数の情報に
変更する構成を適用するとよい。

【００１９】上記第３のデータ構造の読み出し要求履歴
記憶手段を用いた構成では、プリフェッチ手段によるプ
リフェッチを、ホスト装置から与えられた読み出し要求
の示す要求先アドレス情報を第１の読み出し要求履歴要
素とする履歴要素組中の第２の読み出し要求履歴要素
と、対応する連続アクセス数とに従って行うことができ
るため、無駄なプリフェッチの発生を抑え、効率的なプ
リフェッチが実現可能となる。また、シーケンシャルプ
リフェッチを併用する場合も、ホスト装置から与えられ
た読み出し要求により要求されたデータに後続するデー
タを、当該読み出し要求に対応する第１の読み出し要求
履歴要素と組をなして読み出し要求履歴記憶手段に記憶
されている連続アクセス数情報に従ってシーケンシャル
プリフェッチできるため、効率的なシーケンシャルプリ
フェッチが実現可能となる。

【００２０】また、上記第３のデータ構造に代えて、第
１の読み出し要求履歴要素に対応させて、複数の第２の
読み出し要求履歴要素を登録可能とした第４のデータ構
造を適用するならば、第１の読み出し履歴要素に対応す
る読み出し要求が与えられた場合に、複数の第２の読み
出し要求履歴要素と対応する連続アクセス数とに従っ
て、それぞれプリフェッチが行えることから、ディスク
キャッシュのヒット率をより一層向上することが可能と
なる。

【００２１】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につき
図面を参照して説明する。［第１の実施形態］図１は本発明の第１の実施形態に係
るディスク記憶装置を備えた計算機システムのブロック
構成図を示す。

【００２２】図１において、ディスク記憶装置１０は、
ホストコンピュータ（ホスト）２０と所定のインタフェ
ース、例えばＳＣＳＩ（Small Computer System Interf
ace）３０により接続されている。なお、ＳＣＳＩ３０
に代えて、Fibre Channel、IEEE1394等のチャネルイン
タフェース、或いはカードＲＡＩＤを想定すると、ＰＣ
Ｉ（Peripheral Component Interconnect Bus）等のホ
ストコンピュータ２０の内部Ｉ／Ｏバスインタフェース
を用いることも可能である。

【００２３】ディスク記憶装置１０は、少なくとも１つ
のディスク装置、例えばＲＡＩＤに代表されるディスク
アレイをなす複数の磁気ディスク装置（以下、ＨＤＤと
称する）１１と、ＳＣＳＩ３０を介して送られるホスト
コンピュータ２０からの要求に応じてディスク記憶装置
１０全体を制御するディスク制御装置１２とから構成さ
れる。

【００２４】ディスク制御装置１２は、半導体メモリで
構成された（ディスクキャッシュメモリを有する）ディ
スクキャッシュ（ディスクキャッシュ機構）１２１と、
プリフェッチ予測テーブル１２２と、これら各部を制御
するコントローラ１２３とを備えている。このディスク
制御装置１２が従来の（ディスク記憶装置に設けられ
る）ディスク制御装置と大きく異なるのは、プリフェッ
チ予測テーブル１２２が付加されている点にある。な
お、プリフェッチ予測テーブル１２２が付加されたこと
で、コントローラ１２３の制御内容も従来と一部異な
る。またコントローラ１２３には、ホストコンピュータ
２０からの前回のデータ読み出し要求で指定される領域
アドレスの情報を保持する保持手段としてのレジスタ
（以下、前回要求レジスタと称する）１２３ａを有して
いる。このレジスタ１２３ａはハードウェアレジスタ
（物理的なレジスタ）であっても、或いはコントローラ
１２３のメモリ上に確保されるソフトウェアレジスタ
（論理的なレジスタ）であっても構わない。

【００２５】プリフェッチ予測テーブル１２２は、ホス
トコンピュータ２０から送られたデータ読み出し要求の
指定する要求先ディスクアドレス（以下、領域アドレス
と称する）に基づき次に要求されるデータ、つまりディ
スクキャッシュ１２へのプリフェッチの対象となるデー
タを予測するのに用いられる。

【００２６】このプリフェッチ予測テーブル１２２の詳
細を説明する前に、当該テーブル１２２を付加するに至
った技術的背景について述べる。まず、ホストコンピュ
ータ２０からディスク記憶装置１０に対してデータ読み
だし要求があった場合、当該ディスク記憶装置１０のデ
ィスク制御装置１２に設けられたコントローラ１２３
は、ディスクキャッシュ１２１（内の図示せぬタグメモ
リ）を参照する。

【００２７】もし、要求されたデータがディスクキャッ
シュ１２１に存在しないミスヒット時には、コントロー
ラ１２３はＨＤＤ１１から該当するデータを読み出して
ディスクキャッシュ１２１に格納すると共に、当該デー
タをホストコンピュータ２０に転送する。

【００２８】これに対し、要求されたデータがディスク
キャッシュ１２１に存在するヒット時には、コントロー
ラ１２３はＨＤＤ１１にはアクセスせずに、当該ディス
クキャッシュ１２１から該当するデータを読み出してホ
ストコンピュータ２０に転送する。ここでディスクキャ
ッシュ１２１は半導体メモリで構成されているため、Ｈ
ＤＤ１１よりも高速にアクセスできる。したがって、ホ
ストコンピュータ２０からみると、ディスクキャッシュ
１２１にヒットした場合には、ＨＤＤ１１にアクセスし
ない分、高速にデータが読み出せることになる。つまり
ディスクキャッシュ１２１のヒット率が上がれば、ディ
スク記憶装置１０は高速になるといえる。

【００２９】さて、ディスクキャッシュ１２１のヒット
率を向上するには、ホストコンピュータ２０からのデー
タ読み出し要求を上記の如く実行した場合に、当該要求
から次に要求されるデータを予測して、その予測したデ
ータを、ホストコンピュータ２０による次の読み出し要
求の送出に先立って、ＨＤＤ１１からディスクキャッシ
ュ１２１にプリフェッチ（先読み）しておけばよい。こ
のようにすると、その後ホストコンピュータ２０が、実
際に次のデータ読み出しを要求した場合には、該当デー
タは既にディスクキャッシュ１２１にあるので、高速に
データを読み出すことができる。

【００３０】ここで問題となるのは、ホストコンピュー
タ２０から次に要求されるデータをコントローラ１２３
が予測する手法である。従来技術では、単に前のデータ
に連続するデータが要求されると予測して、つまりシー
ケンシャルな読み出しを想定してプリフェッチを行って
いた。ところが、ホストコンピュータ２０からディスク
記憶装置１０へのデータ読み出し要求は［発明が解決し
ようとする課題］の欄でも述べたように、実際にはシー
ケンシャルであるとは限らないため、ディスクキャッシ
ュへのプリフェッチは限られた場合にしか効果がなく、
場合によっては全く効果がないこともあった。

【００３１】そこで本実施形態では、ディスク制御装置
１２内にアクセス（読み出し要求）の履歴が記録される
プリフェッチ予測テーブル１２２を付加し、当該テーブ
ル１２２を利用することでホストコンピュータ２０から
要求されるデータを従来技術に比べて効果的に予測でき
るようにしている。

【００３２】図１の構成では、プリフェッチ予測テーブ
ル１２２はコントローラ１２３に接続されていて、当該
テーブル１２２が専用のハードウェアとして用意されて
いるように示されている。しかし、プリフェッチ予測テ
ーブル１２２は、コントローラ１２３のメモリ（図示せ
ず）、或いはディスクキャッシュ１２１の一部の領域
に、論理的に構成されたものであっても構わない。ま
た、プリフェッチ予測テーブル１２２の構成としては、
ダイレクトマッピング、セットアソシアティブ、或いは
フルアソシアティブのいずれの方式を適用してもよい。
ここではフルアソシアティブ方式を適用するものとす
る。

【００３３】プリフェッチ予測テーブル１２２の各エン
トリは、ＨＤＤ１１上の領域アドレスが（第１の読み出
し要求履歴要素として）設定されるフィールド（領域ア
ドレスフィールド）と、当該領域アドレスを用いたデー
タ読み出し要求の次にホストコンピュータ２０から要求
された領域アドレスが予測アドレス（第２の読み出し要
求履歴要素）として設定されるフィールド（予測アドレ
スフィールド）と、該当するエントリの内容が有効であ
るか否かを示すフラグ情報（Ｖフラグ）が設定されるフ
ィールド（Ｖフィールド）とを有している。なお、プリ
フェッチ予測テーブル１２２をダイレクトマッピングま
たはセットアソシアティブ方式で構成する場合には、領
域アドレスの下位ビットで指定されるエントリの領域ア
ドレスフィールドに、当該領域アドレスの上位ビットを
設定して用いる。

【００３４】次に、第１の実施形態におけるディスク記
憶装置１０の動作について、ホストコンピュータ２０か
らデータ読み出し要求を受け付けた場合の処理（読み出
し要求時処理）を例に、図２及び図３のフローチャート
を適宜参照して説明する。

【００３５】まず、ホストコンピュータ２０からディス
ク記憶装置１０に対してデータ読み出し要求が出された
ものとする。ディスク記憶装置１０のディスク制御装置
１２に設けられたコントローラ１２３は、ホストコンピ
ュータ２０からのデータ読み出し要求を受け付けると、
当該要求の指定する領域アドレスでディスクキャッシュ
１２１を参照することにより、要求されたデータがディ
スクキャッシュ１２１に存在するか否かをチェックする
（ステップＳ１）。

【００３６】もし、要求されたデータがディスクキャッ
シュ１２１に存在しないミスヒット時には、コントロー
ラ１２３はＨＤＤ１１から該当するデータを読み出して
ディスクキャッシュ１２１に格納すると共に（ステップ
Ｓ２）、当該データをホストコンピュータ２０に転送す
る（ステップＳ３）。また、要求されたデータがディス
クキャッシュ１２１に存在するヒット時には、コントロ
ーラ１２３はＨＤＤ１１にはアクセスせずに、当該ディ
スクキャッシュ１２１から該当するデータを読み出して
ホストコンピュータ２０に転送する（ステップＳ３）。

【００３７】次にコントローラ１２３は、以下に述べる
予測テーブル登録処理（ステップＳ４）を行う。まずコ
ントローラ１２３は、前回要求レジスタ１２３ａに保持
されている、前回のデータ読み出し要求で指定された領
域アドレス、つまり前回要求時の領域アドレスを取り出
して、当該領域アドレスでプリフェッチ予測テーブル１
２２を参照する（ステップＳ１１）。そしてコントロー
ラ１２３は、前回要求時の領域アドレスを持つ有効なエ
ントリ、つまり前回要求時の領域アドレスに対応し、且
つＶフラグが例えば１（ＯＮ状態）となっているエント
リ（有効な対応エントリ）が存在するか否かをチェック
する（ステップＳ１２）。

【００３８】もし、有効な対応エントリが存在しないな
らば、コントローラ１２３はプリフェッチ予測テーブル
１２２上で、登録用のエントリ、例えば空きエントリを
１つ確保し、今回要求時の領域アドレスを予測アドレス
として、前回要求時の領域アドレスと当該予測アドレス
との組を含むエントリ情報（履歴要素組）を、この確保
したエントリに登録する（ステップＳ１３）。この際、
Ｖフラグを１（ＯＮ状態）に設定する。なお、空きエン
トリがない場合には、例えばＬＲＵ（Least Recently U
sed）法で決まるエントリ、つまり最も以前に参照され
たエントリを登録用エントリとすればよい。そしてコン
トローラ１２３は、前回要求レジスタ１２３ａの内容を
今回要求時の領域アドレスに変更して（ステップＳ１
６）、一連の予測テーブル登録処理（ステップＳ４）を
終了する。

【００３９】以上の処理により、前回要求時の領域アド
レスに対応するプリフェッチ予測テーブル１２２内のエ
ントリには、当該前回要求時の領域アドレスと予測アド
レスとしての今回要求時の領域アドレスとの組を含むエ
ントリ情報が登録される。

【００４０】一方、上記ステップＳ１２で有効な対応エ
ントリが存在すると判定された場合、コントローラ１２
３は当該エントリ中の予測アドレスフィールドの内容が
今回要求時の領域アドレスに一致するか否かをチェック
する（ステップＳ１４）。もし、一致しない場合には、
コントローラ１２３は、当該予測アドレスフィールドの
内容を今回要求時の領域アドレスに変更する（ステップ
Ｓ１５）。そしてコントローラ１２３は、前回要求レジ
スタ１２３ａの内容を今回要求時の領域アドレスに変更
して（ステップＳ１６）、予測テーブル登録処理（ステ
ップＳ４）を終了する。これに対し、一致する場合に
は、コントローラ１２３は、前回要求レジスタ１２３ａ
の内容を今回要求時の領域アドレスに変更するだけで
（ステップＳ１６）、予測テーブル登録処理（ステップ
Ｓ４）を終了する。なお、有効な対応エントリが存在す
る場合、ステップＳ１４の判定を行わずに、当該エント
リの予測アドレスフィールドの内容を今回要求時の領域
アドレスに変更するようにしても構わない。

【００４１】以上は、プリフェッチ予測テーブル１２２
がフルアソシアティブ方式の場合である。もし、ダイレ
クトマッピングまたはセットアソシアティブ方式の場合
には、上記ステップＳ１１，Ｓ１２に相当する処理とし
て、領域アドレスの所定の下位ビットの指定するプリフ
ェッチ予測テーブル１２２内エントリを参照し、そのエ
ントリの領域アドレスフィールドの内容が、当該領域ア
ドレスの所定の上位フィールドの値に一致する有効なエ
ントリであるか否かにより、有効な対応エントリが存在
するか否かをチェックすればよい。

【００４２】さてコントローラ１２３は予測テーブル登
録処理（ステップＳ４）を終了すると、今回要求時の領
域アドレスの次のアドレスのデータがディスクキャッシ
ュ１２１に存在するか否かをチェックする（ステップＳ
５）。もし、存在しないならば、つまりディスクキャッ
シュ１２１にヒットしないならば、今回要求時の領域ア
ドレスの次のアドレスのデータをＨＤＤ１１からディス
クキャッシュ１２１にプリフェッチする、いわゆるシー
ケンシャルプリフェッチを行い（ステップＳ６）、しか
る後にステップＳ７に進む。これに対し、ヒット時に
は、そのままステップＳ７に進む。

【００４３】コントローラ１２３はステップＳ７におい
て、今回要求時の領域アドレスでプリフェッチ予測テー
ブル１２２内の対応エントリを参照することで、当該領
域アドレスと組をなす予測アドレスを取り出す。この予
測アドレスは、今回要求時の領域アドレスに一致するア
ドレスの指定するデータ読み出し要求が最も最近に出さ
れた場合に、その要求に続いて出されたデータ読み出し
要求の指定した領域アドレスである。

【００４４】次にコントローラ１２３は、取り出した予
測アドレスでディスクキャッシュ１２１を参照すること
で、当該予測アドレスのデータがディスクキャッシュ１
２１に存在するか否かをチェックする（ステップＳ
８）。もし、存在するならば、コントローラ１２３は一
連の読み出し要求時処理を終了し、次のデータ読み出し
要求を待つ。また、既に次のデータ読み出し要求が出さ
れているならば、当該次のデータ読み出し要求に対する
新たな読み出し要求時処理を行う。これに対し、予測ア
ドレスのデータがディスクキャッシュ１２１に存在しな
いならば、コントローラ１２３は当該予測アドレスのデ
ータをＨＤＤ１１からディスクキャッシュ１２１にプリ
フェッチして（ステップＳ９）、一連の読み出し要求時
処理を終了する。

【００４５】なお、以上の説明では、フローチャートの
作図の都合上、ホストコンピュータ２０から要求された
データをホストコンピュータ２０に転送してから、シー
ケンシャルプリフェッチを行い、このシーケンシャルプ
リフェッチの後に予測アドレスに基づくプリフェッチを
行うものとしたが、並行して行うようにして構わない。
特に本実施形態のように、ディスクアレイをなす複数の
ＨＤＤ１１を備えた構成では、プリフェッチの並行動作
が効率的に行える。

【００４６】次に、以上に述べた読み出し要求時処理の
具体例について、図４を参照して説明する。まず、図４
に示すように、領域アドレスａ（で且つサイズ１、ここ
ではセクタ単位のサイズ）を対象とするデータ読み出し
要求があり、次に領域アドレスｂ（で且つサイズ１）を
対象とする読み出し要求があったとする。この場合、プ
リフェッチ予測テーブル１２２のａに対応するエントリ
には、図４中の矢印４１で示すように、領域アドレスａ
（またはａの指定する所定単位のディスク領域を特定す
るのに十分な部分アドレス）と予測アドレスｂとの組が
登録される。更にその次に、領域アドレスｃを対象とす
る要求があると、今度はプリフェッチ予測テーブル１２
２のｂに対応するエントリに、図４中の矢印４２で示す
ように、領域アドレスｂ（またはｂの指定する所定単位
のディスク領域を特定するのに十分な部分アドレス）と
予測アドレスｃとの組が登録される。同様に、更にその
次に、領域アドレスｄを対象とする要求があると、今度
はプリフェッチ予測テーブル１２２のｃに対応するエン
トリに、図４中の矢印４３で示すように、領域アドレス
ｃ（またはｃの指定する所定単位のディスク領域を特定
するの十分な部分アドレス）と予測アドレスｄとの組が
登録される。このように連鎖して、プリフェッチ予測テ
ーブル１２２内エントリの登録がなされていく。

【００４７】このような状態で、再び領域アドレスａを
対象とする読み出し要求があった場合、ディスク記憶装
置１０のコントローラ１２３は、当該領域アドレスａに
関しては、ＨＤＤ１１またはディスクキャッシュ１２１
から該当するデータを読み出してホストコンピュータ２
０に返す。

【００４８】その後、或いは並行して、コントローラ１
２３は領域アドレスａによりプリフェッチ予測テーブル
１２２を参照し、当該領域アドレスａと組をなす予測ア
ドレスｂを取り出す。そしてコントローラ１２３は、取
り出した予測アドレスｂのデータがディスクキャッシュ
１２１に存在しないディスクキャッシュミスヒットの場
合には、当該予測アドレスｂのデータをディスクキャッ
シュ１２１にプリフェッチする。つまりコントローラ１
２３は、ホストコンピュータ２０から前回と同じ順序で
読み出し要求があると予測してプリフェッチを行う。

【００４９】以上のプリフェッチの結果、領域アドレス
ａを対象とする読み出し要求の次に、ホストコンピュー
タ２０が領域アドレスｂを対象とするデータ読み出し要
求を行った場合には、必ずディスクキャッシュ１２１に
ヒットする。この場合、領域アドレスｂのデータの高速
読み出しが可能となる。

【００５０】ここで注目すべきなのは、予測が完全には
当たらない場合、例えば、領域アドレスａを対象とする
読み出し要求の次の次に領域アドレスｂを対象とする読
み出し要求があったような場合でも、ディスクキャッシ
ュ１２１にヒットする可能性が高いということである。

【００５１】このように本実施形態においては、ホスト
コンピュータ２０からのデータ読み出し要求毎に、要求
された領域アドレスを予測アドレスとして前回要求時の
領域アドレスと組にしてプリフェッチ予測テーブル１２
２に登録することで、ホストコンピュータ２０から要求
された領域アドレスの履歴、つまりホストコンピュータ
２０からのデータ読み出し要求のパターンがプリフェッ
チ予測テーブル１２２に記録されるようにすると共に、
ホストコンピュータ２０から新たにデータ読み出しが要
求された場合に、要求された領域アドレスと組をなす予
測アドレスを用いて当該予測アドレスのデータをＨＤＤ
１１からディスクキャッシュ１２１にプリフェッチする
ようにしているので、プリフェッチ予測テーブル１２２
に記録されている読み出し要求のパターンがホストコン
ピュータ２０からの読み出しの順序に完全に同一でなく
ても、ある程度の相関があれば、ディスクキャッシュ１
２１にヒットする確率は向上する。

【００５２】また本実施形態では、従来のシーケンシャ
ルなプリフェッチ動作を併用しており、例えば領域アド
レスａを対象とするデータ読み出しが要求された場合、
次の領域アドレスａ＋１のデータもプリフェッチされ
る。このため、予測アドレスだけを用いたプリフェッチ
動作を適用する場合より、ディスクキャッシュ１２１の
ヒット率が一層向上する。但し、シーケンシャルなプリ
フェッチは必ずしも必須条件ではない。

【００５３】［第２の実施形態］次に本発明の第２の実
施形態について説明する。本実施形態の特徴は、前記第
１の実施形態で適用したプリフェッチ予測テーブル１２
２のエントリ情報登録方法に工夫を加えた点にある。こ
れに伴い、コントローラ１２３の制御内容も第１の実施
形態とは一部異なるが、便宜的に図１のブロック図、図
２のフローチャートを援用する。

【００５４】一般にホストコンピュータ２０からのデー
タの読み出し単位は、ファイルの構造等に依存するの
で、ディスク記憶装置１０側の最小アクセス単位（例え
ばセクタ）より大きい。この場合、ディスク記憶装置１
０側からみると、ある程度はシーケンシャルなアクセス
が続くのが一般的なパターンとなる。このような場合、
前記第１の実施形態のようにホストコンピュータ２０か
らの読み出し単位（読み出し要求）毎に、図３のフロー
チャートの予測テーブル登録処理に従って図４の構造の
プリフェッチ予測テーブル１２２への登録動作を行った
のでは、シーケンシャルなパターン部分が登録される可
能性があり、無駄な情報が多くなる。

【００５５】そこで、シーケンシャルな読み出し、例え
ば前回要求時の領域アドレスがａ、サイズが１（セク
タ）、今回要求時の領域アドレスがａ＋１、サイズが１
といった組や、前回要求時の領域アドレスがａ、サイズ
がｋで、今回要求時の領域アドレスがａ＋ｋ、サイズが
ｎ＋１−ｋといった組については登録せず、次に領域ア
ドレスｂといった不連続な読み出し要求があった場合
に、このシーケンシャルな読み出しの先頭のアドレス
ａ，ｂの組を登録することが考えられる。しかし、その
後、領域アドレスａ＋１を対象とする読み出し要求が送
られることも想定される。そのため本実施形態では、Ｈ
ＤＤ１１の領域を一定の単位で区切り、領域アドレスを
当該一定の単位を示す所定の上位アドレス部分（以下、
先頭アドレスと称する）とオフセット（offset）とに分
解し、その先頭アドレスと不連続な領域アドレスである
予測アドレスとの組をプリフェッチ予測テーブル１２２
に登録する予測テーブル登録処理を適用する。

【００５６】この本実施形態で適用する予測テーブル登
録処理の手順を図５のフローチャートに、具体例を図６
に示し、前記第１の実施形態と異なる部分について具体
的に説明する。

【００５７】まず、要求された領域アドレスが、図６に
示すａ，ａ＋１，…ａ＋ｎのように先行する読み出し要
求により要求された領域アドレスに連続する場合、つま
りシーケンシャル読み出しとなる場合（ステップＳ２
１）、コントローラ１２３はプリフェッチ予測テーブル
１２２へのエントリ情報登録と、前回要求レジスタ１２
３ａの内容の変更を行わず、そのまま一連の予測テーブ
ル登録処理（ステップＳ４）を終了する。

【００５８】したがって、図６の例のようにａ，ａ＋
１，…ａ＋ｎの読み出し要求が続き、次に不連続な読み
出し要求ｂが続いた段階、つまりａから始まるシーケン
シャルな読み出しから最初に外れる読み出し要求ｂが与
えられた段階では、前回要求レジスタ１２３ａには領域
アドレスａが保持されていることになる。なお、シーケ
ンシャルな読み出しとなるのは、上記ａ，ａ＋１，…ａ
＋ｎの例のように領域アドレスが連続する１セクタ単位
の読み出し要求の列の場合とは限らず、例えば領域アド
レスがａ、サイズがｋのデータの読み出しを指定する読
み出し要求と、領域アドレスがａ＋ｋ、サイズがｎ＋１
−ｋのデータの読み出しを指定する読み出し要求とが続
く場合にも、シーケンシャルな読み出しとなる。これ
は、後述するで第３及び第４の実施形態でも同様であ
る。

【００５９】さてホストコンピュータ２０から、ａ＋ｎ
を対象とする読み出し要求の次に、ｂを対象とする読み
出し要求が出された場合、つまりシーケンシャルな読み
出し要求でなくなった場合（ステップＳ２１）、コント
ローラ１２３は、前回要求レジスタ１２３ａに設定され
ている領域アドレスａを、図６中の矢印６１で示すよう
に、先頭アドレスａ′とオフセットとに分解する（ステ
ップＳ２２）。そしてコントローラ１２３は、先頭アド
レスａ′（をプリフェッチ予測テーブル１２２上での領
域アドレスとして、当該領域アドレス）によりプリフェ
ッチ予測テーブル１２２を参照し、対応する有効なエン
トリが存在しない場合、図６において矢印６２で示すよ
うに、ａ′とｂとの組を含むエントリ情報をプリフェッ
チ予測テーブル１２２に登録する（ステップＳ２３〜Ｓ
２５）。また、ａ′に対応する有効なエントリが存在
し、且つ当該エントリにａ′と組をなして登録されてい
る予測アドレスがｂ（今回要求時の領域アドレス）でな
ければ、当該エントリ中の予測アドレスをｂに変更する
（ステップＳ２３，Ｓ２４，Ｓ２６，Ｓ２７）。なお、
有効な対応エントリが存在する場合、当該エントリに
ａ′と組をなして登録されている予測アドレスがｂであ
るか否かに無関係に、当該エントリの予測アドレスフィ
ールドの内容を今回要求時の領域アドレスに変更するよ
うにしても構わない。

【００６０】そしてコントローラ１２３は、前回要求レ
ジスタ１２３ａの内容を今回要求時の領域アドレスに変
更して（ステップＳ２８）、一連の予測テーブル登録処
理（ステップＳ４）を終了する。

【００６１】このような予測テーブル登録処理を適用し
た本実施形態では、その後ホストコンピュータ２０から
領域アドレスａを対象とするデータ読み出しが要求され
た場合、ａ＋１からのデータを例えば予め設定されてい
るサイズ分だけシーケンシャルプリフェッチする動作
（ステップＳ６）と、（プリフェッチ予測テーブル１２
２内に領域アドレスａの先頭アドレスａ′と組をなして
予測アドレスとして登録されている）ｂからのデータを
例えば予め設定されているサイズ分だけプリフェッチ
（シーケンシャルプリフェッチ）する動作（ステップＳ
９）とが、順にまたは並列に行われる。

【００６２】このように、領域アドレスが連続する読み
出し要求に対してはプリフェッチ予測テーブル１２２へ
の登録を行わない構成とすることにより、プリフェッチ
予測テーブル１２２のサイズを圧縮することができる。
この構成を適用した場合、ディスクキャッシュ１２１の
ヒット率を考慮すると、シーケンシャルプリフェッチを
併用することが好ましい。

【００６３】［第３の実施形態］次に本発明の第３の実
施形態について説明する。本実施形態の特徴は、前記第
１の実施形態で適用したプリフェッチ予測テーブル１２
２のエントリ情報登録方法に工夫を加えた点にある。こ
れに伴い、コントローラ１２３の制御内容も第１の実施
形態とは一部異なるが、便宜的に図１のブロック図を援
用する。

【００６４】既に述べたように、ホストコンピュータ２
０からのデータの読み出し要求は、ディスク記憶装置１
０側からみると、ある程度はシーケンシャルなアクセス
が続くのが一般的なパターンとなる。このような場合、
前記第２の実施形態では、次に不連続な読み出し要求が
あった段階で、領域アドレスとしての先頭アドレスと予
測アドレスとの組を含むエントリ情報を登録していた。
しかし、第２の実施形態では、プリフェッチ予測テーブ
ル１２２からはシーケンシャルな読み出し要求が続いた
数は予測できず、無駄なシーケンシャルプリフェッチが
発生する可能性がある。そこで本実施形態では、プリフ
ェッチ予測テーブル１２２の各エントリに、図９に示す
ように、シーケンシャルな読み出し要求が続いた数（例
えばセクタ数）を示す情報（以下、連続アクセス数と称
する）が登録されるフィールド（連続アクセス数フィー
ルド）を追加し、不連続な読み出し要求があった段階
で、前記第１の実施形態と同様の領域アドレス（前回要
求時の領域アドレス）と予測アドレス（今回要求時の領
域アドレス）との組に連続アクセス数を付加したエント
リ情報（履歴組）を登録する予測テーブル登録処理を適
用する。

【００６５】この予測テーブル登録処理を適用する読み
出し要求時処理の手順を図７のフローチャートに、当該
予測テーブル登録処理の手順を図８のフローチャート
に、そして具体例を図９に示し、前記第１の実施形態と
異なる部分について具体的に説明する。

【００６６】まず、ホストコンピュータ２０からデータ
読み出しが要求された場合、図２中のステップＳ１〜Ｓ
３と同様の処理Ｓ３１〜Ｓ３３が行われた後、予測テー
ブル登録処理（ステップＳ３４）に進む。この予測テー
ブル登録処理（ステップＳ３４）では、図９の例のよう
にａ，ａ＋１，…ａ＋ｎの読み出し要求が続いている間
は、つまりシーケンシャルな読み出しの場合には（ステ
ップＳ５１）、プリフェッチ予測テーブル１２２へのエ
ントリ情報登録を行わない。この場合、コントローラ１
２３は以下に述べるステップＳ５９の前回要求レジスタ
更新処理を行って、一連の予測テーブル登録処理（ステ
ップＳ３４）を終了する。

【００６７】本実施形態では、前回要求レジスタ１２３
ａには、前記第１の実施形態と異なって、前回要求時の
領域アドレスと連続アクセス数との組が保持されるよう
になっている。コントローラ１２３は、ステップＳ５９
の更新処理で、前回要求レジスタ１２３ａ中の連続アク
セス数を今回要求時のサイズだけインクリメントする。
ここでは、領域アドレスは変更しない。

【００６８】したがって、図９の例のようにａ，ａ＋
１，…ａ＋ｎの読み出し要求が続いた直後では、前回要
求レジスタ１２３ａの内容は領域アドレス＝ａ，（ａか
ら始まる）連続アクセス数＝ｎ＋１となる。つまり本実
施形態において、前回要求レジスタ１２３ａの示す前回
要求時の領域アドレスは、一連のシーケンシャルな読み
出し要求を１つの読み出し要求とみなした場合の先頭の
領域アドレスを指す。

【００６９】さてホストコンピュータ２０から、ａ＋ｎ
を対象とする読み出し要求の次に、これとは不連続なｂ
を対象とする読み出し要求が出されたものとする。この
場合、コントローラ１２３はシーケンシャルな読み出し
でないことから（ステップＳ５１）、前回要求レジスタ
１２３ａに保持されている前回要求時領域アドレスでプ
リフェッチ予測テーブル１２２を参照する（ステップＳ
５２）。このとき前回要求レジスタ１２３ａには（前回
要求時の）領域アドレス＝ａ，（前回要求時の）連続ア
クセス数＝ｎ＋１が保持されていることから、領域アド
レスａでプリフェッチ予測テーブル１２２が参照され
る。

【００７０】コントローラ１２３は、領域アドレスａに
対応する有効なエントリが存在しない場合（ステップＳ
５３）、今回要求時の領域アドレスｂを予測アドレスと
して、図９において矢印９１で示すように、前回要求レ
ジスタ１２３ａに保持されている領域アドレスａ、即ち
前回要求時（ａ，ａ＋１，…ａ＋ｎのシーケンシャルな
読み出し要求の最初の要求時）の領域アドレスａと、当
該予測アドレスｂと、前回要求レジスタ１２３ａに保持
されている連続アクセス数−１の値で示される、ａ＋１
から始まる連続アクセス数（これを前回要求時連続アク
セス数と称する）ｎとの組を含むエントリ情報をプリフ
ェッチ予測テーブル１２２に登録する（ステップＳ５
４）。

【００７１】また、ａに対応する有効なエントリが存在
し、且つそのエントリにａと組をなして登録されている
予測アドレスがｂ（今回要求時の領域アドレス）でなけ
れば、そのエントリ中の現連続アクセス数、現予測アド
レスを、それぞれｎ，ｂに変更する（ステップＳ５３，
Ｓ５５，Ｓ５６）。

【００７２】また、ａに対応する有効なエントリが存在
し、且つそのエントリにａと組をなして登録されている
予測アドレスがｂ（今回要求時の領域アドレス）であれ
ば、そのエントリ中の現連続アクセス数をｎに変更する
（ステップＳ５３，Ｓ５５，Ｓ５７）。なお、有効な対
応エントリが存在する場合、当該エントリにａと組をな
して登録されている予測アドレスがｂであるか否かに無
関係に、ステップＳ５６の処理を行うようにしても構わ
ない。

【００７３】そしてコントローラ１２３は、前回要求レ
ジスタ１２３ａ中の領域アドレスａを今回要求時の領域
アドレスｂに、連続アクセス数ｎ＋１を今回要求時の
（ｂから始まる）連続アクセス数（サイズ）に、それぞ
れ変更して（ステップＳ５８）、一連の予測テーブル登
録処理（ステップＳ３４）を終了する。

【００７４】同様に、図９の例のように、ｂの次に更に
ｂ＋１，…ｂ＋ｍの読み出し要求が続き、その次にｃを
対象とする読み出し要求が続いた場合、ｂに対応するプ
リフェッチ予測テーブル１２２のエントリには、矢印９
２で示すように、領域アドレス＝ｂ，連続アクセス数＝
ｍ，予測アドレス＝ｃを含むエントリ情報が登録され
る。

【００７５】このような予測テーブル登録処理を適用し
た本実施形態では、その後ホストコンピュータ２０から
領域アドレスａを対象とするデータ読み出しが要求され
た場合、図７のフローチャートに示すように、当該領域
アドレスａに対応するプリフェッチ予測テーブル１２２
内のエントリの情報に基づき、次のａ＋１から連続アク
セス数ｎのデータだけ、つまりａ＋１〜ａ＋ｎのデータ
だけ、シーケンシャルプリフェッチが行われる（ステッ
プＳ３６，Ｓ３７）。また、このシーケンシャルプリフ
ェッチに続いて、または、このシーケンシャルプリフェ
ッチと並行して、プリフェッチ予測テーブル１２２内に
領域アドレスａと組をなして予測アドレスとして登録さ
れているｂからのプリフェッチが行われる（ステップＳ
３８〜Ｓ４０）。このプリフェッチは、領域アドレスａ
と組をなして予測アドレスとして登録されているｂによ
りプリフェッチ予測テーブル１２２を参照し、当該ｂを
領域アドレスとするエントリ情報中の連続アクセス数と
予測アドレス（ここでは、連続アクセス数＝ｍ，予測ア
ドレス＝ｃ）を取り出すことで行われ、ｂから連続アク
セス数ｍ＋１のデータだけ、つまりｂ〜ｂ＋ｍのデータ
だけプリフェッチされる。

【００７６】このように本実施形態においては、ａのデ
ータが読み出された後、次のａ＋１からａ＋ｎまでのシ
ーケンシャルなデータが読み出され、次にｂのデータが
読み出され、更に次のｂ＋１からｂ＋ｍまでのシーケン
シャルなデータが読み出された状態で、その後再びａか
らの読み出しが要求された場合、領域アドレス、連続ア
クセス数、予測アドレスの組を含むプリフェッチ予測テ
ーブル１２２のエントリ情報に従い、ａに対応する
（ａ，ｎ，ｂ）のエントリ情報からは、ａ，ｎで決まる
ａ＋１からａ＋ｎまでのシーケンシャルプリフェッチが
行われ、（ａ，ｎ，ｂ）中のｂに対応する（ｂ，ｍ，
ｃ）のエントリ情報からは、ｂ，ｍで決まるｂからｂ＋
ｍまでのシーケンシャルプリフェッチが行われる。これ
により、無駄なシーケンシャルプリフェッチが発生する
確率を低く抑えることができる。

【００７７】なお、以上の説明では、プリフェッチ予測
テーブル１２２内の各エントリ中の連続アクセス数が、
領域アドレス側の連続アクセス数、つまり領域アドレス
に続くシーケンシャルな読み出しアクセスの数を示すも
のとしたが、これに限るものではない。例えば、予測ア
ドレス側の連続アクセス数、つまり予測アドレスに続く
シーケンシャルな読み出しアクセスの数を示すものであ
っても構わない。この場合、図９の例であれば、ｃの読
み出しが要求された段階で、（ａ，ｍ，ｂ）のエントリ
情報を登録すればよい。但し、そのためには、前回要求
レジスタ１２３ａには、前々回の要求時の領域アドレス
（前々回のシーケンシャルな読み出し時の最初の領域ア
ドレス）と、そこからの連続アクセス数と、前回の要求
時の領域アドレス（前回のシーケンシャルな読み出し時
の最初の領域アドレス）とを保持する必要がある。

【００７８】［第４の実施形態］次に本発明の第４の実
施形態について説明する。本実施形態の特徴は、前記第
３の実施形態で適用したプリフェッチ予測テーブル１２
２のエントリ情報登録方法に工夫を加えた点にある。具
体的には、プリフェッチ予測テーブル１２２の各エント
リに、複数の予測アドレスを登録可能としたこと、つま
り複数の予測アドレスフィールドを設けたことである。
これに伴い、コントローラ１２３の制御内容も第３の実
施形態とは一部異なるが、便宜的に当該第３の実施形態
と同様に図１のブロック図を援用する。

【００７９】ここで、本実施形態で適用する読み出し要
求時処理の手順を第１０のフローチャートに、当該読み
出し要求時処理中の予測テーブル登録処理の手順を図１
１のフローチャートに、そして具体例を図１２に示し、
前記第３の実施形態と異なる部分について具体的に説明
する。

【００８０】まず、ホストコンピュータ２０からデータ
読み出しが要求された場合、図７中のステップＳ３１〜
Ｓ３３と同様の処理Ｓ６１〜Ｓ６３が行われた後、予測
テーブル登録処理（ステップＳ６４）に進む。この予測
テーブル登録処理（ステップＳ６４）では、図１２の例
のようにａ，ａ＋１，…ａ＋ｎの読み出し要求の次に、
これとは不連続な読み出し要求ｂが出された際、或いは
ａ，ａ＋１，…ａ＋ｎの読み出し要求の次に、これとは
不連続な読み出し要求ｄが出された際、つまりシーケン
シャルな読み出しでなくなった場合に（ステップＳ８
１）、前記第３の実施形態と同様にプリフェッチ予測テ
ーブル１２２へのエントリ情報登録が行われる。但し、
その登録方法は第３の実施形態と一部異なる。

【００８１】ここでは、ａ，ａ＋１，…ａ＋ｎの読み出
し要求の次にｂに対する読み出し要求があった結果、プ
リフェッチ予測テーブル１２２内のエントリには、予測
テーブル登録処理（ステップＳ６４）により、前記第３
の実施形態と同様にして、図１２に示すように、領域ア
ドレスａと連続アクセス数ｎと矢印１２Ａで示す予測ア
ドレスｂを含むエントリ情報、つまり（ａ，ｎ，ｂ）の
組を含むエントリ情報が登録されたものとする。

【００８２】その後、ａ，ａ＋１，…ａ＋ｎの読み出し
要求の次に、今度は図１２に示すように、ｄに対する読
み出し要求があったものとする。この場合、前記第３の
実施形態であれば、プリフェッチ予測テーブル１２２の
対応エントリ中の（ａ，ｎ，ｂ）が（ａ，ｎ，ｄ）に変
更される、即ち予測アドレスがｂからｄに変更されるこ
とになる。しかし、このようにすると、次にａ，ａ＋
１，…ａ＋ｎの読み出し要求に続いてｂに対する要求が
あった場合には、ディスクキャッシュ１２１にヒットし
ない可能性が高い。

【００８３】そこで本実施形態では、ａ，ａ＋１，…ａ
＋ｎの読み出し要求の次に、ｄに対する読み出し要求が
あった場合にも、現予測アドレスｂを変更せずに、以下
に述べるように、別途ｄを予測アドレスｄとして追加登
録するようにしている。

【００８４】即ち、プリフェッチ予測テーブル１２２中
に前回要求時の領域アドレスａに対応する有効なエント
リが存在し、且つそのエントリにａと組をなして登録さ
れている予測アドレスが今回要求時の領域アドレスｄに
一致しない場合（ステップＳ８３，Ｓ８５）、コントロ
ーラ１２３は当該エントリ中に空きの予測アドレスフィ
ールドがあるか否かを調べる（ステップＳ８６）。もし
空きの予測アドレスフィールドがないならば、全予測ア
ドレスフィールド（図１２の例ではｘ個の予測アドレス
フィールド）のうち、最も優先度の低い予測アドレスフ
ィールドを空きフィールドとして確保する（ステップＳ
８７）。そのため、プリフェッチ予測テーブル１２２の
各エントリには、当該エントリ中のｘ個の予測アドレス
フィールド（に設定されている予測アドレス）について
の優先度情報が登録されるフィールド（優先度フィール
ド）が設けられている。この優先度は、例えばＬＲＵと
して知られているアルゴリズムにより決定すればよい。

【００８５】コントローラ１２３は、既に空きの予測ア
ドレスフィールドがある場合には、そのうちの任意の予
測アドレスフィールドに、空きの予測アドレスフィール
ドがなかった場合には、ステップＳ８７で予測アドレス
フィールドを確保して、今回要求時の領域アドレスｄを
図１２中の矢印１２Ｂで示すように、予測アドレスとし
て追加登録する（ステップＳ８８）。

【００８６】このようにして、プリフェッチ予測テーブ
ル１２２のエントリには、ａから始まる一連の同一のシ
ーケンシャル読み出し要求に続いて出された、それぞれ
異なる領域アドレスを対象とする読み出し要求の履歴
が、一定個数（ｘ個）を上限に登録される。

【００８７】なお、シーケンシャル読み出しの場合には
（ステップＳ８１）、前記第３の実施形態におけるステ
ップＳ５９と同様の前回要求レジスタ更新処理（ステッ
プＳ９１）が行われる。また、ステップＳ８８での予測
アドレス追加登録処理を行った場合と、前回要求時の領
域アドレスａに対応する有効なエントリが存在し、且つ
当該エントリにａと組をなして登録されている予測アド
レスがｂ（今回要求時の領域アドレス）でない場合は、
前記第３の実施形態におけるステップＳ５７，Ｓ５８と
同様の処理、即ち当該エントリ中の連続アクセス数を前
回要求時連続アクセス数（前回要求レジスタ１２３ａの
示す連続アクセス数−１の値）に変更する処理（ステッ
プＳ８９）と、前回要求レジスタ１２３ａの内容を今回
要求時の領域アドレスとアクセス数（サイズ）とに変更
する前回要求レジスタ更新処理（ステップＳ９０）とが
行われる。また、ステップＳ８４のエントリ情報登録処
理の後は、ステップＳ９０の処理が行われる。

【００８８】このような予測テーブル登録処理を適用し
た本実施形態では、その後ホストコンピュータ２０から
領域アドレスａを対象とするデータ読み出しが要求され
た場合、コントローラ１２３は、図１０のフローチャー
トに示すように、当該領域アドレスａに対応するプリフ
ェッチ予測テーブル１２２内のエントリの情報に基づ
き、当該領域アドレスａと対をなす連続アクセス数（図
１２の例ではｎ）、及び全ての予測アドレス（図１２の
例では、ｂ，ｄ，…）を取り出す（ステップＳ６５）。
次にコントローラ１２３は、次のａ＋１から連続アクセ
ス数ｎのデータだけ、つまりａ＋１〜ａ＋ｎのデータだ
け、シーケンシャルプリフェッチを行う（ステップＳ６
６，Ｓ６７）。

【００８９】またコントローラ１２３は、ステップＳ６
５で取り出した全ての予測アドレス（ｂ，ｄ，…）につ
いて、当該予測アドレス（ｂ，ｄ，…）を領域アドレス
としてプリフェッチ予測テーブル１２２内の対応エント
リを参照し、その領域アドレス（ｂ，ｄ，…）と対をな
す連続アクセス数（図１２の例では、ｍ，ｐ，…）を取
り出す（ステップＳ６８）。そしてコントローラ１２３
は、領域アドレス（ｂ，ｄ，…）と連続アクセス数（図
１２の例では、ｍ，ｐ，…）とに基づき、当該領域アド
レス（予測アドレス）から始まる連続アクセス数＋１の
データだけ、シーケンシャルプリフェッチを行う（ステ
ップＳ６９〜Ｓ７１）。

【００９０】このように本実施形態においては、過去の
読み出しの履歴をプリフェッチ予測テーブル１２２に複
数登録し、この複数の履歴を利用して、それぞれプリフ
ェッチを行うようにしたので、ディスクキャッシュ１２
１のヒット率を更に向上させることができる。

【００９１】なお、本実施形態では、プリフェッチ予測
テーブル１２２の同一エントリに登録されている予測ア
ドレスの全てについて、当該予測アドレスに基づくプリ
フェッチを行うものとして説明したが、これに限るもの
ではない。例えば優先度の高いものから所定数（２つ
等）の予測アドレスを選択し、その選択した予測アドレ
スに基づくプリフェッチを行う構成としてもよい。

【００９２】

【発明の効果】以上詳述したように本発明によれば、デ
ータ読み出し時に、アクセスの履歴を利用して有効にプ
リフェッチを行うようにしたので、ディスクキャッシュ
のヒット率を高めることができ、データ読み出しの高速
化を図ることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の実施形態に係るディスク記憶装
置を備えた計算機システムのブロック構成図。

【図２】上記第１の実施形態における読み出し要求時処
理の手順を示すフローチャート。

【図３】図２中の予測テーブル登録処理（ステップＳ
４）の手順を示すフローチャート。

【図４】上記第１の実施形態における予測テーブル登録
処理の具体例を説明するための図。

【図５】本発明の第２の実施形態における予測テーブル
登録処理の手順を示すフローチャート。

【図６】上記第２の実施形態における予測テーブル登録
処理の具体例を説明するための図。

【図７】本発明の第３の実施形態における読み出し要求
時処理の手順を示すフローチャート。

【図８】図７中の予測テーブル登録処理（ステップＳ３
４）の手順を示すフローチャート。

【図９】上記第３の実施形態における予測テーブル登録
処理の具体例を説明するための図。

【図１０】本発明の第４の実施形態における読み出し要
求時処理の手順を示すフローチャート。

【図１１】図１０中の予測テーブル登録処理（ステップ
Ｓ６４）の手順を示すフローチャート。

【図１２】上記第４の実施形態における予測テーブル登
録処理の具体例を説明するための図。

【符号の説明】

１０…ディスク記憶装置１１…ＨＤＤ（ディスク装置）１２…ディスク制御装置２０…ホストコンピュータ（ホスト装置）３０…ＳＣＳＩ（インタフェース）１２１…ディスクキャッシュ１２２…プリフェッチ予測テーブル（読み出し要求履歴
記憶手段）１２３…コントローラ（読み出し要求実行手段、登録手
段、プリフェッチ手段、新規登録手段、変更登録手段、
追加・変更登録手段）１２３ａ…前回要求レジスタ

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ディスク装置上の一部のデータを一時記
憶するためのディスクキャッシュを備えたディスク制御
装置において、ホスト装置から与えられた読み出し要求の履歴が記憶さ
れる読み出し要求履歴記憶手段と、前記ホスト装置から読み出し要求が与えられた場合に、
要求されたデータを前記ディスクキャッシュを利用して
前記ホスト装置に転送する読み出し要求実行手段と、前記ホスト装置から与えられた読み出し要求に基づき、
対応する読み出し要求履歴要素を先行する読み出し要求
履歴要素にリンクさせて前記読み出し要求履歴記憶手段
に登録するための登録手段と、前記ホスト装置から与えられた読み出し要求と前記読み
出し要求履歴記憶手段に記憶されている読み出し要求履
歴とから、次の読み出し要求の内容を予測し、該当する
データが前記ディスクキャッシュに存在しない場合に
は、当該データを前記ディスク装置から前記ディスクキ
ャッシュにプリフェッチするプリフェッチ手段とを具備
することを特徴とするディスク制御装置。
【請求項２】前記読み出し要求履歴記憶手段は、各読
み出し要求について、対応する前記読み出し要求履歴要
素を第１の読み出し要求履歴要素とし、後続する読み出
し要求の読み出し要求履歴要素を第２の読み出し要求履
歴要素として含む履歴要素組の形式で記憶するデータ構
造を有し、前記プリフェッチ手段は、前記ホスト装置から与えられ
た読み出し要求に対応する前記読み出し要求履歴要素を
前記第１の読み出し要求履歴要素とする前記履歴要素組
中の前記第２の読み出し要求履歴要素に従って前記プリ
フェッチを行うことを特徴とする請求項１記載のディス
ク制御装置。
【請求項３】前記読み出し要求履歴記憶手段は、各読
み出し要求について、当該要求の示す要求先アドレス情
報を第１の読み出し要求履歴要素とし、後続する読み出
し要求の示す要求先アドレス情報を第２の読み出し要求
履歴要素として含む履歴要素組の形式で記憶するデータ
構造を有し、前記プリフェッチ手段は、前記ホスト装置から与えられ
た読み出し要求に対応する前記読み出し要求履歴要素を
前記第１の読み出し要求履歴要素とする前記履歴要素組
中の前記第２の読み出し要求履歴要素に従って前記プリ
フェッチを行うことを特徴とする請求項１記載のディス
ク制御装置。
【請求項４】前記登録手段は、前記ホスト装置から読
み出し要求が与えられ、且つ先行する読み出し要求に対
応する前記第１の読み出し要求履歴要素を含む履歴要素
組が前記読み出し要求履歴記憶手段に存在しない場合
に、前記先行する読み出し要求に対応する前記第１の読
み出し要求履歴要素と、前記与えられた読み出し要求に
対応する前記第２の読み出し要求履歴要素とを含む履歴
要素組を前記読み出し要求履歴記憶手段に新規登録する
新規登録手段を備えていることを特徴とする請求項２ま
たは請求項３記載のディスク制御装置。
【請求項５】前記登録手段は、前記ホスト装置から読
み出し要求が与えられ、且つ先行する読み出し要求に対
応する前記第１の読み出し要求履歴要素を含む履歴要素
組が前記読み出し要求履歴記憶手段に存在する場合で、
少なくとも、前記与えられた読み出し要求に対応する前
記第２の読み出し要求履歴要素が当該履歴要素組に含ま
れない場合に、当該履歴要素組中の前記第２の読み出し
要求履歴要素を前記与えられた読み出し要求に対応する
第２の読み出し要求履歴要素に変更する変更登録手段を
備えていることを特徴とする請求項２または請求項３記
載のディスク制御装置。
【請求項６】前記読み出し要求履歴記憶手段は、各読
み出し要求について、当該要求の示す要求先アドレス情
報における所定の単位領域が指定可能な所定アドレス部
分を第１の読み出し要求履歴要素とし、当該要求の後に
当該要求とは前記所定アドレス部分が異なる要求先アド
レス情報を最初に示した読み出し要求の当該要求先アド
レス情報を第２の読み出し要求履歴要素として含む履歴
要素組の形式で記憶するデータ構造を有し、前記プリフェッチ手段は、前記ホスト装置から与えられ
た読み出し要求の示す要求先アドレス情報の前記所定ア
ドレス部分を前記第１の読み出し要求履歴要素とする前
記履歴要素組中の前記第２の読み出し要求履歴要素に従
って前記プリフェッチを行うことを特徴とする請求項１
記載のディスク制御装置。
【請求項７】前記登録手段は、前記ホスト装置から要
求先アドレス情報の前記所定アドレス部分が前回とは異
なる読み出し要求が与えられ、且つ前回の読み出し要求
に対応する前記第１の読み出し要求履歴要素を含む履歴
要素組が前記読み出し要求履歴記憶手段に存在しない場
合に、前記前回の読み出し要求に対応する前記第１の読
み出し要求履歴要素と、前記与えられた読み出し要求に
対応する前記第２の読み出し要求履歴要素とを含む履歴
要素組を前記読み出し要求履歴記憶手段に新規登録する
新規登録手段を備えていることを特徴とする請求項６記
載のディスク制御装置。
【請求項８】前記登録手段は、前記ホスト装置から要
求先アドレス情報の前記所定アドレス部分が前回とは異
なる読み出し要求が与えられ、且つ前回の読み出し要求
に対応する前記第１の読み出し要求履歴要素を含む履歴
要素組が前記読み出し要求履歴記憶手段に存在する場合
で、少なくとも、前記与えられた読み出し要求に対応す
る前記第２の読み出し要求履歴要素が当該履歴要素組に
含まれない場合に、当該履歴要素組中の前記第２の読み
出し要求履歴要素を前記与えられた読み出し要求に対応
する第２の読み出し要求履歴要素に変更する変更登録手
段を備えていることを特徴とする請求項６記載のディス
ク制御装置。
【請求項９】前記ホスト装置から与えられた読み出し
要求により要求されたデータに後続するデータをプリフ
ェッチするシーケンシャルプリフェッチ手段を更に具備
することを特徴とする請求項１記載のディスク制御装
置。
【請求項１０】前記読み出し要求履歴記憶手段は、各
読み出し要求について、当該要求の示す要求先アドレス
情報を第１の読み出し要求履歴要素とし、当該要求の後
に当該要求の示す前記要求先アドレス情報から始まるシ
ーケンシャルな読み出しから最初に外れる読み出し要求
の示す要求先アドレス情報を第２の読み出し要求履歴要
素とする履歴要素組であって、前記シーケンシャルな読
み出しでの連続アクセス数の情報を含む履歴要素組の形
式で記憶するデータ構造を有し、前記プリフェッチ手段は、前記ホスト装置から与えられ
た読み出し要求の示す要求先アドレス情報を前記第１の
読み出し要求履歴要素とする前記履歴要素組中の前記第
２の読み出し要求履歴要素と対応する前記連続アクセス
数情報とに従って前記プリフェッチを行うことを特徴と
する請求項１記載のディスク制御装置。
【請求項１１】前記読み出し要求履歴記憶手段は、各
読み出し要求について、当該要求の示す要求先アドレス
情報を第１の読み出し要求履歴要素として保持すると共
に、当該要求が与えられる毎に当該要求の後に取得され
る、当該要求の示す前記要求先アドレス情報から始まる
シーケンシャルな読み出しから最初に外れる読み出し要
求の示す要求先アドレス情報を所定個数を上限にそれぞ
れ第２の読み出し要求履歴要素として保持する履歴要素
組であって、前記シーケンシャルな読み出しでの連続ア
クセス数の情報を含む履歴要素組の形式で記憶するデー
タ構造を有し、前記プリフェッチ手段は、前記ホスト装置から与えられ
た読み出し要求の示す要求先アドレス情報を前記第１の
読み出し要求履歴要素とする前記履歴要素組中の全ての
前記第２の読み出し要求履歴要素と対応する前記連続ア
クセス数情報とに従って前記プリフェッチを行うことを
特徴とする請求項１記載のディスク制御装置。
【請求項１２】前記登録手段は、前記ホスト装置から
シーケンシャルな読み出しから外れる読み出し要求が与
えられ、且つ当該シーケンシャルな読み出しの先頭の要
求先アドレス情報を示す読み出し要求である前回読み出
し要求に対応する前記第１の読み出し要求履歴要素を含
む履歴要素組が前記読み出し要求履歴記憶手段に存在し
ない場合に、前記前回読み出し要求に対応する前記第１
の読み出し要求履歴要素と、前記与えられた読み出し要
求に対応する前記第２の読み出し要求履歴要素と、当該
シーケンシャルな読み出しでの連続アクセス数の情報と
を含む履歴要素組を前記読み出し要求履歴記憶手段に新
規登録する新規登録手段を備えていることを特徴とする
請求項１０または請求項１１記載のディスク制御装置。
【請求項１３】前記登録手段は、前記ホスト装置から
シーケンシャルな読み出しから外れる読み出し要求が与
えられ、且つ当該シーケンシャルな読み出しの要求先ア
ドレス情報を示す読み出し要求である前回読み出し要求
に対応する前記第１の読み出し要求履歴要素を含む履歴
要素組が前記読み出し要求履歴記憶手段に存在する場合
で、少なくとも、前記与えられた読み出し要求に対応す
る前記第２の読み出し要求履歴要素が当該履歴要素組に
含まれない場合に、当該履歴要素組中の前記第２の読み
出し要求履歴要素を前記与えられた読み出し要求に対応
する第２の読み出し要求履歴要素に変更すると共に、当
該履歴要素組中の連続アクセス数の情報を当該シーケン
シャルな読み出しの連続アクセス数の情報に変更する変
更登録手段を備えていることを特徴とする請求項１０記
載のディスク制御装置。
【請求項１４】前記登録手段は、前記ホスト装置から
シーケンシャルな読み出しから外れる読み出し要求が与
えられ、且つ当該シーケンシャルな読み出しの要求先ア
ドレス情報を示す読み出し要求である前回読み出し要求
に対応する前記第１の読み出し要求履歴要素を含む履歴
要素組が前記読み出し要求履歴記憶手段に存在する場合
で、少なくとも、前記与えられた読み出し要求に対応す
る前記第２の読み出し要求履歴要素が当該履歴要素組に
含まれない場合、当該履歴要素組に含まれている前記第
２の読み出し要求履歴要素の数が前記所定個数に達して
いないならば、当該履歴要素組中に前記与えられた読み
出し要求に対応する前記第２の読み出し要求履歴要素を
追加登録し、前記所定個数に達しているならば、当該履
歴要素組中のいずれか１つの前記第２の読み出し要求履
歴要素の１つを前記与えられた読み出し要求に対応する
前記第２の読み出し要求履歴要素に変更する追加・変更
登録手段を備えていることを特徴とする請求項１１記載
のディスク制御装置。
【請求項１５】前記ホスト装置から与えられた読み出
し要求により要求されたデータに後続するデータを、当
該読み出し要求に対応する前記第１の読み出し要求履歴
要素と組をなして前記読み出し要求履歴記憶手段に記憶
されている前記連続アクセス数情報に従ってプリフェッ
チするシーケンシャルプリフェッチ手段を更に具備する
ことを特徴とする請求項９または請求項１０記載のディ
スク制御装置。