JP2003196032A - ストレージ装置のライトキャッシュ制御方法及びストレージ装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 ライトバックキャッシュ方式のストレージ装
置においてスループットを改善する。 【解決手段】 キャッシュメモリ３はホスト装置からペ
ージ単位でストレージ５に送られるライトデータを一時
的に格納する。キャッシュ制御手段４は、ホスト装置か
らのアクセスをストレージ５の所定アドレス範囲のグル
ープ毎に管理し、キャッシュメモリ３に格納されたライ
トデータをグループ単位でキャッシュメモリ３からスト
レージ５に書き込む。既存のページに対してアクセスが
あった場合、該当ページが所属するグループのストレー
ジ５への書込優先順位を最低とし、未使用のページに対
してアクセスがあった場合、該当ページのページタグを
追加したグループの書込優先順位を最低とする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、キャッシュメモリ
を備えたディスクアレイ等のストレージ装置、特にライ
トバックキャッシュ方式を採用するストレージ装置にお
いてスループットを改善するライトキャッシュ制御方法
及びストレージ装置に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】従来のストレージ装置のライトキャッシ
ュ制御では、ホスト装置から送信されるデータをライト
キャッシュメモリに全て蓄えて、データの全てをライト
キャッシュメモリ上に書き込むと、ホスト装置側に書込
終了の応答を返し、その後にライトキャッシュメモリ上
のデータを記録媒体に書き込むようにしている。ここで
の記録媒体は、磁気ディスクや光ディスク等で扱われる
記録媒体だけの意味では無く、複数の磁気ディスクに情
報を書き込むことにより、高速性や冗長性を増したディ
スクアレイ等の磁気ディスクも含まれる。

【０００３】このようなキャッシュの制御方式は、一般
にライトバックキャッシュ方式と呼ばれている。ライト
キャッシュメモリにはＤＲＡＭ等のメモリを使用する。
また、ライトキャッシュメモリは、管理を容易にするた
めに、ページと呼ばれる固定長の領域に分割され、この
ページ単位で管理される。このページは、通常、数キロ
バイトから数十キロバイト程度の容量を持つ。

【０００４】また、ライトキャッシュメモリから記録媒
体への書き込み（以後、ライトキャッシュメモリから記
録媒体への書き込みを掃き出しと呼ぶ）のタイミング
は、データが一定量溜まるか若しくは一定量以上溜まっ
たら、最低使用頻度方式（Least Recently Used 、以
下、ＬＲＵと略する）を用いて行われる。このＬＲＵア
ルゴリズムは、ページに対する操作（ページへのデータ
の書き込みや読み出し）が最も古い時間に行われたペー
ジを選択して、該当ページを記録媒体に掃き出す処理で
ある。

【０００５】また、磁気ディスクアレイ装置は、通常Ｒ
ＡＩＤ（Redundant Arrays of Inexpensive Disks ）と
呼ばれる構成をとっている。ＲＡＩＤの構成には幾つか
あるが、その中でＲＡＩＤ１〜ＲＡＩＤ５のディスクア
レイ装置は、冗長性を持たせることで磁気ディスク装置
に障害が発生したときの信頼性を向上させるための手段
が講じられている。

【０００６】その中で特にＲＡＩＤ４の構成は、ディス
クアレイ装置がＮ台の磁気ディスクで構成されていると
き、Ｎ−１台の磁気ディスク装置をユーザーデータを格
納する磁気ディスクに割り当て、残りの１台を冗長デー
タに割り当てる。ユーザーデータを格納している個々の
磁気ディスクのセクタアドレス（磁気ディスクに対し書
き込み又は読み出しを行うときの最小単位）が同じ物全
てで排他的論理和（Exclusive OR）をとった結果をパリ
ティデータとして、前述の冗長データを格納している１
台の磁気ディスク装置のセクタアドレスに書き込む。こ
れにより、１台の磁気ディスクに障害が発生した場合で
も、残りの個々の磁気ディスクのデータの排他的論理和
をとることで、障害の発生した磁気ディスク装置のデー
タ復元が可能である。

【０００７】ＲＡＩＤ４は、パリティデータを書き込む
磁気ディスク装置が前述のように固定である。一方、Ｒ
ＡＩＤ５は、パリティデータを書き込んだディスクを含
む全ての磁気ディスク装置を、前述のページの整数倍の
大きさで分割し、それぞれの磁気ディスクの同じセクタ
アドレスで表現できる領域を１つの集合とする。この集
合をストライプと呼び、ＲＡＩＤ５はこのストライプ単
位でパリティデータを書き込む磁気ディスク装置を変え
る方法である。このような構成の磁気ディスクアレイ装
置は例えば特開平１１−２８８３８７号公報や特開平６
−２３６３２２号公報に開示されている。

【０００８】図４はＲＡＩＤ４またはＲＡＩＤ５のスト
レージ装置のデータ格納状態を示す図である。前述のよ
うに、各磁気ディスク３３はキャッシュメモリ上のペー
ジと同サイズの領域３１に分割される。１つのストライ
プ３２は磁気ディスク３３毎にさらにサブストライプ３
０に分割される。ホスト装置からのアドレスが若いデー
タは、最初のサブストライプ３０に属する領域から順番
に格納される。

【０００９】図４の例の場合、領域Ａ１，Ａ２，Ａ３・
・・・の順に使用される。サブストライプ３０の全ての
領域が使用されると、次のサブストライプ３０に移る。
図４の例では、領域Ｂ１，Ｂ２，Ｂ３・・・・の順序で
使用される。こうして、パリティディスクを除くストラ
イプ３２中の全てのページを使用すると、次のストライ
プ３２に移動する。

【００１０】ＲＡＩＤ４やＲＡＩＤ５の磁気ディスクア
レイ装置等では、ホスト装置からのユーザーデータの書
き込みに対して必ずパリティデータの変更をしなければ
ならない。領域Ａ１にデータを書き込む際のパリティ更
新の方法としては２つあり、１つの方法では、他のサブ
ストライプ３０の領域Ｂ１，Ｃ１，Ｄ１のデータを読み
出し、これら領域Ｂ１，Ｃ１，Ｄ１のデータとホスト装
置から受信したデータとで排他的論理和をとった結果を
領域Ｐ１に書き込むと同時に、ホスト装置から受信した
データを領域Ａ１に書き込む。

【００１１】もう１つの方法では、領域Ｐ１のパリティ
データと磁気ディスク３３に書かれてある領域Ａ１のデ
ータを読み出し、ホスト装置から新たに受信したデータ
と領域Ａ１のデータの排他的論理和をとった結果を領域
Ｐ１に書き込んだ後に、ホスト装置から受信したデータ
を領域Ａ１に書き込む。こうして、いずれかの方法でパ
リティデータが更新され、１つの領域に対するライト動
作が終了する。

【００１２】パリティデータを更新する２つの方法のう
ちいずれを用いるかは、磁気ディスク３３に対する負荷
によって決定され、負荷の少ない方、つまりパリティデ
ータを計算するためのリードの数が少ない方が選択され
る。ライト時のパリティ更新は余分なリード（ライトペ
ナルティ）を必要とするため、ライトペナルティが頻発
すると、ディスクアレイのスループットに影響する。

【００１３】このようなライトペナルティが発生しない
ためには、パリティデータが生成可能な状態でディスク
アレイのコントローラーがデータを保持していれば良
い。つまり、ストライプ３２中のパリティデータを除く
データ全てが揃っていれば、ライトペナルティは発生し
ない。前述のように１つのストライプ３２のデータは、
ホスト装置側から見て連続したアドレスに存在する。

【００１４】そこで、ＲＡＩＤ４又はＲＡＩＤ５の構成
をとる磁気ディスクアレイ装置のスループット改善の方
法として、ホスト装置から発行されるコマンドのアドレ
スが連続していれば、シーケンシャルアクセスと仮定し
て、通常のライトキャッシュとは別に扱い、ストライプ
単位に揃った時点で磁気ディスクに吐き出す方法があ
る。また、特開平１１−２８８３８７号公報に開示され
ているように、ＬＲＵアルゴリズムで掃き出しが決定さ
れたページに対して、ＬＲＵ上に並んでいるページの一
定の範囲の中で並び替えを行う方法がある。

【００１５】なお、以上の説明は磁気ディスク装置をア
レイにしたディスクアレイを想定しているが、データの
格納する記録媒体が他の物に変わっても、ＲＡＩＤ４や
ＲＡＩＤ５の構成をとるストレージであれば同様のこと
が言える。

【００１６】

【発明が解決しようとする課題】従来のライトキャッシ
ュ制御方法では、ライトキャッシュのページの管理がＬ
ＲＵによって管理されており、掃き出し時に一意的にＬ
ＲＵアルゴリズムの適用を受けるため、連続したページ
が同一ライトキャッシュ上に存在しても、同じ時点で連
続したページがまとめて掃き出されないという問題点が
あった。

【００１７】このような問題点を解決する方法として、
特開平１１−２８８３８７号公報に開示されているよう
に、掃き出し時にＬＲＵ上に並んだページの並び替えを
行う方法があるが、この方法では並び替えの対象ページ
が増えると処理時間が増大するため、全てのページ範囲
の並び替えではなく、限られた範囲の並び替えしかでき
ず効果が薄い。また、ストレージの容量増加でライトキ
ャッシュのページを増やしてヒット率を上げようとして
も、並び替えの対象数が増加して、並び替えに時間がか
かるため、スループプットの向上は期待できない。

【００１８】また、従来のライトキャッシュ制御方法で
は、ホスト装置からのコマンドがシーケンシャルに発行
されれば、シーケンシャルデータであることの検出がで
き、連続したページの掃き出しが可能であるが、ホスト
装置から来るコマンドが一見不規則で、ある一定のアク
セスが終了したときにライトキャッシュ上でデータが連
続するような場合には、ホスト装置から発行されるコマ
ンドのアドレスの連続性を検出できないため、連続した
ページをまとめて掃き出すことができないという問題点
があった。

【００１９】このような一見不規則なコマンドはデータ
ベース等でよく見られ、全てのデータベースのフィール
ドを更新するときなどに現れる。ホスト装置からのコマ
ンドの規則性を検出して、シーケンシャルデータとして
扱う方法も考えられるが、全てのパターンを網羅するの
は困難である。

【００２０】本発明は、上記課題を解決するためになさ
れたもので、キャッシュメモリを備えたストレージ装
置、特にライトバックキャッシュ方式を採用するストレ
ージ装置において、掃き出し対象を決定するＬＲＵアル
ゴリズムに付け加えて、ページ間のデータの連続性をペ
ージのリスト構造で表現したものを用いて管理し、ＬＲ
Ｕアルゴリズムで掃き出し対象を決定することにより、
ホスト装置から指定される書き込み対象のアドレスが連
続していない場合でも、シーケンシャルなデータの掃き
出しをもれなく実行することができるライトキャッシュ
制御方法及びストレージ装置を提供することを目的とす
る。

【００２１】

【課題を解決するための手段】本発明のストレージ装置
のライトキャッシュ制御方法は、ホスト装置から記録媒
体（５）に対する書き込み時のアクセスを前記記録媒体
の所定アドレス範囲のグループ毎に管理し、前記アクセ
スによってキャッシュメモリ（３）に一時的に格納され
たライトデータを前記グループ単位で前記キャッシュメ
モリから前記記録媒体に書き込むようにしたものであ
る。キャッシュメモリは固定長の大きさのページに区切
られる。本発明では、ページの情報を記録媒体の所定ア
ドレス範囲のグループ毎に管理する。このような管理
を、ホストから受信したデータのアドレスと管理してい
るページのアドレスとを比較して、該当ページが属する
グループを検索することにより実現している。さらに、
本発明は、キャッシュメモリに一時的に格納されたライ
トデータをグループ単位でキャッシュメモリから記録媒
体に書き込むライトキャッシュの掃き出し機能を有す
る。通常、キャッシュメモリは記録媒体と比べて容量が
少なく、キャッシュメモリ上のページが一杯のときに
は、新たなページを確保するために、記録媒体に対して
ページの内容を書き出すが、本発明では、キャッシュメ
モリ上のページが一杯か否かに関係なく、グループ内の
ページが全て揃っている場合、このグループのデータを
キャッシュメモリから記録媒体に掃き出す。本発明で
は、ホスト装置から記録媒体に対する書き込み時のアク
セスをグループ毎に管理するため、ホスト装置から指定
される書き込み対象のアドレスが連続していない場合で
も、複数回のアクセスによって最終的にグループ内を隙
間なく埋める連続したデータとなれば、そのグループを
一括してシーケンシャルデータとして掃き出す。

【００２２】また、本発明のストレージ装置のライトキ
ャッシュ制御方法の１構成例は、前記キャッシュメモリ
上のページを示すページタグ（２３，２４）を登録する
ことで前記ホスト装置からのアクセスを管理し、登録済
の既存のページに対して前記ホスト装置から書込アクセ
スがあった場合、前記キャッシュメモリの該当ページに
前記ホスト装置からのライトデータを上書きし、未使用
のページに対して前記ホスト装置から書込アクセスがあ
った場合、該当ページのページタグを所属する前記グル
ープに追加登録して、前記キャッシュメモリの該当ペー
ジに前記ホスト装置からのライトデータを書き込むよう
にしたものである。

【００２３】また、本発明のストレージ装置のライトキ
ャッシュ制御方法の１構成例は、既存のページに対して
前記ホスト装置から書込アクセスがあった場合、該当ペ
ージが所属するグループの前記記録媒体への書込優先順
位を最低とし、未使用のページに対して前記ホスト装置
から書込アクセスがあった場合、該当ページのページタ
グを追加登録したグループの前記書込優先順位を最低と
するようにしたものである。本発明では、掃き出しの候
補を選ぶために、グループ化されたページタグのＬＲＵ
アルゴリズムによる管理を行っている。既存のグループ
化されたページにアクセスがあった場合、あるいはグル
ープ化されたページタグが新たに作成された場合、掃き
出しの優先順位が最も低くなる。また、本発明では、Ｌ
ＲＵアルゴリズムによる書込優先順位の制御を、個別の
ページへのアクセスが行われた際にも適用する。これに
より、同一ページへの書き込みに対してもＬＲＵアルゴ
リズムによる優先順位制御が受けられ、同一ページへの
アクセスが頻発するような場合、対象グループの書込優
先順位をその都度下げるので、掃き出し対象になりにく
くなる。

【００２４】また、本発明のストレージ装置のライトキ
ャッシュ制御方法の１構成例は、複数の前記記録媒体に
ＲＡＩＤ４もしくはＲＡＩＤ５を適用したものである。
ＲＡＩＤ４もしくはＲＡＩＤ５のストレージ装置では、
ストライプ中の一部のデータを変更する場合、ライトペ
ナルティが発生し、スループットに影響する。本発明で
は、前記グループ化をストライプの範囲で行うことによ
り、ストライプ単位の掃き出し処理となり、ライトペナ
ルティを防ぐことができる。

【００２５】また、本発明のストレージ装置は、ホスト
装置から記録媒体（５）に対する書き込み時のアクセス
を前記記録媒体の所定アドレス範囲のグループ毎に管理
し、前記アクセスによってキャッシュメモリ（３）に一
時的に格納されたライトデータを前記グループ単位で前
記キャッシュメモリから前記記録媒体に書き込むキャッ
シュ制御手段（４）を有するものである。また、本発明
のストレージ装置の１構成例において、前記キャッシュ
制御手段は、前記キャッシュメモリ上のページを示すペ
ージタグ（２３，２４）を登録することで前記ホスト装
置からのアクセスを管理し、登録済の既存のページに対
して前記ホスト装置から書込アクセスがあった場合、前
記キャッシュメモリの該当ページに前記ホスト装置から
のライトデータを上書きし、未使用のページに対して前
記ホスト装置から書込アクセスがあった場合、該当ペー
ジのページタグを所属する前記グループに追加登録し
て、前記キャッシュメモリの該当ページに前記ホスト装
置からのライトデータを書き込むものである。また、本
発明のストレージ装置の１構成例において、前記キャッ
シュ制御手段は、既存のページに対して前記ホスト装置
から書込アクセスがあった場合、該当ページが所属する
グループの前記記録媒体への書込優先順位を最低とし、
未使用のページに対して前記ホスト装置から書込アクセ
スがあった場合、該当ページのページタグを追加登録し
たグループの前記書込優先順位を最低とするものであ
る。また、本発明のストレージ装置の１構成例は、複数
の前記記録媒体にＲＡＩＤ４もしくはＲＡＩＤ５を適用
したものである。

【００２６】

【発明の実施の形態】［第１の実施の形態］以下、本発
明の実施の形態について図面を参照して詳細に説明す
る。図１は本発明の第１の実施の形態となるストレージ
装置の構成を示すブロック図である。本実施の形態のス
トレージ装置は、図示しないホスト装置からのコマンド
やデータを受信するホストインターフェイス１と、ホス
ト装置から受信したコマンドの解釈を行うプロセッサ２
と、ホスト装置から受信したライトデータを一時的に格
納するキャッシュメモリ３と、キャッシュメモリ３の情
報の管理とキャッシュメモリ３からストレージへの掃き
出し制御とを行うキャッシュ制御手段４と、キャッシュ
メモリ３のデータを最終的に蓄積する記録媒体となるス
トレージ５と、キャッシュメモリ３のデータをストレー
ジ５に書き込む機能を持つドライブインターフェイス６
とを備えている。

【００２７】ストレージ５上のページとキャッシュメモ
リ３上のページとは、１対１で対応する。ホスト装置か
ら送られた、ストレージ５上のあるページ宛のライトデ
ータは、キャッシュメモリ３上の対応するページに一時
的に格納される。

【００２８】図２は、図１のキャッシュ制御手段４の図
示しない記憶部上で記憶・管理される情報を表してい
る。この情報は、キャッシュ制御手段４自身により操作
される。キャッシュ制御手段４の記憶部で管理される情
報としては、ハッシュテーブル２０及びハッシュリスト
２１と、ＬＲＵリスト２２とがある。

【００２９】ハッシュテーブル２０は、ライトコマンド
で指定されたページがキャッシュメモリ３上にあるかど
うかを判定するためのもので、キャッシュメモリ３上の
ページのアドレスをハッシュ関数を用いて変換したハッ
シュ値があらかじめ登録されている。

【００３０】キャッシュメモリ３上のページを示すペー
ジタグ２３は、該当ページのアドレスのハッシュ値が登
録されたハッシュテーブル２０と連結され、これらペー
ジタグ２３がハッシュリスト２１を構成している。ハッ
シュ関数によるサーチは一般的に知られた方法で、検索
すべき要素数が検索キー数より少ない時に、サーチの高
速化を行う手法である。

【００３１】ＬＲＵリスト２２は、掃き出しの優先順位
を決めるためのもので、キャッシュメモリ３上のページ
を示す複数のページタグ２４から構成される。１つ乃至
複数のページタグ２４は、グループリスト２５を構成し
ている。このグループリスト２５は、キャッシュメモリ
３上においてアドレスが連続しているページのグループ
を示すものである。

【００３２】そして、各グループリスト２５は、ＬＲＵ
アルゴリズムに従って並べられている。すなわち、先頭
のＬＲＵリストヘッダ２６に近いものほど古い時間にア
クセスされたグループリスト２５であり、最も新しい時
間にアクセスされたページタグ２４を含むグループリス
ト２５はＬＲＵリスト２２の最後尾に配置される。

【００３３】キャッシュメモリ３が一杯で、キャッシュ
メモリ３上に新たなページを作成できないときは、最も
古いページ、すなわちＬＲＵリストヘッダ２６の次に配
置されたグループリスト２１に対応するページをストレ
ージ５に掃き出す。

【００３４】次に、本発明の実施の形態について、図面
を参照して詳細に説明する。図３は本実施の形態のスト
レージ装置の動作を示すフローチャート図である。最初
に、図示しないホスト装置から送られてくるライトコマ
ンド（書込コマンド）は、ホストインターフェイス１を
通してプロセッサ２によって受信される（図３ステップ
１００）。

【００３５】プロセッサ２は、ホスト装置から受信した
ライトコマンドを解析する。そして、キャッシュ制御手
段４は、プロセッサ２の解析結果を受けて、ライトコマ
ンドで指定されたページが既にキャッシュメモリ３上に
あるかどうかを判定する（ステップ１０１）。

【００３６】すなわち、キャッシュ制御手段４は、ライ
トコマンドで指定されたアドレスをハッシュ関数を用い
てハッシュ値に変換し、該当ハッシュ値が登録されてい
るハッシュテーブル２０を検索して、このハッシュテー
ブル２０と対応するハッシュリスト２１（図２の例で
は、ハッシュテーブル２０と同一行にあるハッシュリス
ト２１）上を検索する。そして、ハッシュリスト２１上
にライトコマンドで指定されたアドレスのページタグ２
３が存在する場合、ライトコマンドで指定された該当ペ
ージがキャッシュメモリ３上に存在すると判断する。

【００３７】検索の結果、該当ページがキャッシュメモ
リ３上に存在する場合（ステップ１０２においてＹＥ
Ｓ）、キャッシュ制御手段４は、ライトコマンドで送ら
れたデータをキャッシュメモリ３上の該当ページに書き
込む（ステップ１１０）。その後、ＬＲＵ管理を行うた
めに、キャッシュ制御手段４は、ＬＲＵリスト２２を操
作してグループリスト２５を付け替える（ステップ１１
１）。

【００３８】図２を使って説明すると、ハッシュリスト
２１とＬＲＵリスト２２上にアドレス１０のページタグ
２３，２４とアドレス１１のページタグ２３，２４とが
既に存在し、これらのページタグ２４がアドレス１０を
先頭とするグループリスト２５を構成しているとする。

【００３９】アドレス１０に対するライトコマンドが発
行されると、ハッシュリスト２１上のページタグ２３が
検索され、アドレス１０のページタグ２３が存在するこ
とが判明する。その後、キャッシュ制御手段４は、キャ
ッシュメモリ３上のアドレス１０のページにデータを書
き込み、ＬＲＵリスト２２の操作を行う。

【００４０】すなわち、キャッシュ制御手段４は、書込
操作をしたアドレス１０のページタグ２４を含むグルー
プリスト２５をＬＲＵリスト２２の最後尾（アドレス２
０で始まるグループリスト２５の後ろ）に付け替え、ア
ドレス２０で始まるグループリスト２５をアドレス１で
始まるグループリスト２５の後ろに繋ぐ。

【００４１】このように、グループリスト２５のＬＲＵ
管理を行うと、最も古い時間にアクセスされたグループ
リスト２５がＬＲＵリストヘッダ２６の次に配置され、
最も新しい時間にアクセスされたページタグ２４を含む
グループリスト２５がＬＲＵリスト２２の最後尾に配置
される。ＬＲＵリストヘッダ２６の次に配置されたグル
ープリスト２５は、もうほとんどアクセスが無いと考え
られる。

【００４２】したがって、ＬＲＵリストヘッダ２６の次
に配置されたグループリスト２５は、強制的に掃き出し
処理を行うときの候補となる。キャッシュメモリ３が一
杯で、キャッシュメモリ３上に新たなページを作成でき
ないとき、キャッシュ制御手段４は、ＬＲＵリストヘッ
ダ２６の次に配置されたグループリスト２５に対応する
複数ページのデータをキャッシュメモリ３からドライブ
インターフェイス６を通じてストレージ５に強制的に掃
き出す。ステップ１１１の後、キャッシュ制御手段４
は、次のコマンドの受信に備えるため、ステップ１００
のコマンド受信に戻る。

【００４３】一方、ライトコマンドで指定されたアドレ
スのハッシュ値を基にハッシュテーブル２０を検索し
て、このハッシュテーブル２０と対応するハッシュリス
ト２１を検索したとき、検索したハッシュリスト２１上
にライトコマンドで指定されたアドレスのページタグ２
３が存在しない場合、すなわちライトコマンドで指定さ
れたページがキャッシュメモリ３上に存在しない場合
（ステップ１０２においてＮＯ）、キャッシュ制御手段
４は、検索したハッシュリスト２１の最後尾に、ライト
コマンドで指定されたページを示すページタグ２３を新
たに付け加える（ステップ１０３）。

【００４４】例えば、図２を使って説明すると、アドレ
ス１からアドレス３までページタグ２３が存在し、アド
レス４のページタグが存在しないときに、アドレス４に
該当するライトコマンドがホスト装置から発行された場
合、キャッシュ制御手段４は、アドレス４のハッシュ値
が登録されたハッシュテーブル２０を検索して、このハ
ッシュテーブル２０と対応するハッシュリスト２１の最
後尾に、アドレス４のページタグ２３を新たに付け加え
る。

【００４５】ページタグ２３を追加した後、キャッシュ
制御手段４は、キャッシュメモリ３上の追加したページ
にライトコマンドで送られたデータを書き込む（ステッ
プ１０４）。その後、キャッシュ制御手段４は、追加し
たページタグ２３に対して連続するアドレスのページタ
グ２３が存在するか否かを検索する（ステップ１０
５）。

【００４６】ステップ１０５のような検索を行う理由
は、追加したページタグ２３に対して連続するアドレス
のページタグ２３が存在すれば、ホスト装置からのアク
セスは連続した領域に対するアクセスとなるので、グル
ープリスト２５が更新される可能性があるからである。

【００４７】追加したページタグ２３に対して連続する
アドレスのページタグ２３が存在するか否かは、ハッシ
ュ関数の計算を行い、再びハッシュリスト２１を辿るこ
とで実現できる。追加したページタグ２３の直前のペー
ジタグ２３を検索するには、この直前のページタグ２３
のアドレス（追加したページタグ２３のアドレスから１
減算した値）のハッシュ値を計算して、このハッシュ値
が登録されたハッシュテーブル２０を検索し、このハッ
シュテーブル２０と対応するハッシュリスト２１上に前
記直前のページタグ２３が存在するか否かを検索する。

【００４８】また、追加したページタグ２３の直後のペ
ージタグ２３を検索するには、この直後のページタグ２
３のアドレス（追加したページタグ２３のアドレスに１
加算した値）のハッシュ値を計算して、このハッシュ値
が登録されたハッシュテーブル２０を検索し、このハッ
シュテーブル２０に対応するハッシュリスト２１上に前
記直後のページタグ２３が存在するか否かを検索する。

【００４９】追加したページタグ２３の直前又は直後に
連続するページタグ２３が存在する場合、キャッシュ制
御手段４は、ページタグ２３に相当するページタグ２４
をＬＲＵリスト２２に追加し、この追加したページタグ
２４に対して連続するアドレスのページタグ２４と追加
したページタグ２４とを連結して１つのグループリスト
２５とし、このグループリスト２５をＬＲＵリスト２２
の最後尾に付け替える（ステップ１０７）。

【００５０】なお、追加したページタグ２４の直前又は
直後のページタグ２４が他のグループリスト２５の一部
である場合には、このグループリスト２５と追加したペ
ージタグ２４とを連結して１つのグループリスト２５と
する。

【００５１】前述と同様に、アドレス１からアドレス３
までページタグ２３，２４が存在し、アドレス４のペー
ジタグが存在しないとき、アドレス４に該当するライト
コマンドがホスト装置から発行された場合、ハッシュリ
スト２１にアドレス４のページタグ２３が新たに付け加
えられる。

【００５２】この追加したページタグ２３に対して連続
するアドレスのページタグ２３としてアドレス３のペー
ジタグ２３が存在するので、追加したページタグ２３に
相当するアドレス４のページタグ２４をＬＲＵリスト２
２に追加して、このページタグ２４とアドレス１からア
ドレス３までのグループリスト２５とを連結して１つの
グループリスト２５とし、このグループリスト２５をＬ
ＲＵリスト２２の最後尾に付け替える。

【００５３】次に、キャッシュ制御手段４は、追加した
ページタグ２４を含むグループリスト２５が所定サイズ
（例えば、ストライプのサイズ）に達し、かつこのグル
ープリスト２５中の各ページタグ２４が１つも欠けるこ
となく連続しているか否かを調査する（ステップ１０
８）。

【００５４】キャッシュ制御手段４は、追加したページ
タグ２４を含むグループリスト２５を調査して、グルー
プリスト２５が所定サイズに達し、かつこのグループリ
スト２５中の各ページタグ２４が全て揃っている場合、
このグループリスト２５に対応する複数ページのデータ
をキャッシュメモリ３からドライブインターフェイス６
を通じてストレージ５に掃き出す（ステップ１０９）。
そして、キャッシュ制御手段４は、次のコマンドの受信
に備えるため、ステップ１００のコマンド受信に戻る。

【００５５】キャッシュ制御手段４は、追加したページ
タグ２４を含むグループリスト２５が所定サイズに達し
ていない場合あるいはグループリスト２５中のページタ
グ２４に欠けがある場合、再び次のコマンドを受信する
ために、ステップ１００に戻る。

【００５６】また、キャッシュ制御手段４は、ステップ
１０５において追加したページタグ２３に対して連続す
るアドレスのページタグ２３が存在しない場合、追加し
たページタグ２３に相当するページタグ２４を孤立した
新規のページタグとしてＬＲＵリスト２２の最後尾に追
加し（ステップ１０６）、次のコマンドを受信するため
にステップ１００に戻る。

【００５７】ここで、ライトコマンドで指定されるアド
レスが一見不規則で、ある一定のアクセスが終了したと
きにキャッシュメモリ３上でページが連続するようなデ
ータの書き込みは、次のように処理することができる。
最初に、アドレス２０のデータがキャッシュメモリ３上
に存在し、次にアドレス２２のデータがホスト装置から
送られてきたとする。アドレス２０と２２は連続するア
ドレスではないので、シーケンシャルなアクセスではな
いことは明らかである。

【００５８】続いて、アドレス２１のデータ、またその
次にアドレス２３のデータがホスト装置から送られてき
たとすると、時間軸上では連続したアドレスでは無い
が、最終的にキャッシュメモリ３上のページはアドレス
２０〜アドレス２３まで揃うこととなり、連続したデー
タの並びとなる。

【００５９】また、アドレス２０で始まるグループリス
ト２５がアドレス２０〜２３まで揃えばグループリスト
２５に隙間無くデータが揃うこととなり、時間軸上では
連続したアクセスではない場合でもグループリスト２５
として扱われ、シーケンシャルな書き込みが一度ででき
ることが判る。

【００６０】本実施の形態では、ライトコマンドで指定
されるアドレスが時間軸上でランダムであるかどうかに
関係なく、最終的にＬＲＵリスト２２上のグループリス
ト２５でシーケンシャルなデータにまとめられるため、
掃き出しの効率を向上させ、スループットを改善するこ
とができる。

【００６１】また、ホスト装置からのライトコマンドで
指定されるアドレスのページが既にキャッシュメモリ３
上に存在する場合には、ハッシュテーブル２０で検索を
行っても新たなページは作成されず、既に存在するペー
ジに対する上書きが実行される。

【００６２】この場合でも、ＬＲＵリスト２２を操作し
て、該当ページを含むグループリスト２５をＬＲＵリス
ト２２の最後に付け加えることにより、既存の同一のペ
ージに頻繁にアクセスがあるような場合、該当ページを
含むグループリスト２５を掃き出し対象になりにくく
し、ライトキャッシュのヒット率の向上を図ることがで
きる。

【００６３】さらに、本実施の形態が対象とするストレ
ージ装置として、ＲＡＩＤ４やＲＡＩＤ５を構成するデ
ィスクアレイ、一般には磁気ディスクを用いた磁気ディ
スクアレイが考えられるが、１つのグループリスト２５
で扱うデータ範囲をストライプの単位にすれば、掃き出
しがこのストライプ単位で行われるため、シーケンシャ
ルにまとめて書ける利点に加えて、ＲＡＩＤのライトペ
ナルティの発生を無くすことができ、さらにスループッ
トの改善が可能になる。

【００６４】［第２の実施の形態］次に、本発明の第２
の実施の形態について説明する。第１の実施の形態のス
テップ１０５では、追加したページタグ２３と隣接する
アドレスのページタグ２３を検索するようにしていた
が、グループリスト２５のデータの掃き出しをより効率
的に行う場合は、ページタグ２３の検索範囲を広げる方
法も考えられる。

【００６５】第１の実施の形態の図２を用いて説明する
と、アドレス２０，２２に対するアクセスがあった場
合、それぞれのページを示すページタグ２４は各々異な
るグループリスト２５を構成する。そして、これらのグ
ループリスト２５はアドレス２１に対するアクセスがあ
ったときに初めて同一のグループリスト２５として連結
され、ＬＲＵリスト２２の最後に付け替えられる。

【００６６】しかし、グループリスト２５が生成される
までの時間が長くなると、その分、ＬＲＵアルゴリズム
による掃き出しの対象、つまりキャッシュメモリ３の容
量が少なくなったときの掃き出しの対象になりやすくな
り、アドレス２１とアドレス２３に対するアクセスが生
じたときに、アドレス２０のページが既に掃き出されて
いる現象が起こり得る。このような現象は、本来、１つ
のグループリスト２５上にまとまるべきデータの一部が
掃き出されることを意味する。

【００６７】ここで、ステップ１０５のページタグ２３
の検索を隣接範囲から隣接範囲＋１まで広げたとする
と、アドレス２２のページタグ２３をハッシュリスト２
１に付け加えたときに、アドレス２０のページタグ２３
が発見されるので、アドレス２０のページタグ２３とア
ドレス２２のページタグ２３とを１つのグループリスト
２５として扱い、このグループリスト２５をＬＲＵリス
ト２２の最後に付け替えることができる（ステップ１０
７）。

【００６８】つまり、追加したページタグ２３より前方
のページタグ２３を検索する際には、第１の実施の形態
と同様にして直前のページタグ２３が存在するか否かを
検索すると共に、２つ前のページタグ２３のアドレス
（追加したページタグ２３のアドレスから２減算した
値）のハッシュ値を計算して、このハッシュ値が登録さ
れたハッシュテーブル２０を検索し、このハッシュテー
ブル２０と対応するハッシュリスト２１上に前記２つ前
のページタグ２３が存在するか否かを検索する。

【００６９】また、追加したページタグ２３より後方の
ページタグ２３を検索する際には、第１の実施の形態と
同様にして直後のページタグ２３が存在するか否かを検
索すると共に、２つ後のページタグ２３のアドレス（追
加したページタグ２３のアドレスに２加算した値）のハ
ッシュ値を計算して、このハッシュ値が登録されたハッ
シュテーブル２０を検索し、このハッシュテーブル２０
に対応するハッシュリスト２１上に前記２つ後のページ
タグ２３が存在するか否かを検索する。

【００７０】こうして、グループリスト２５を構成する
可能性があるページタグ２３の検索範囲を広げることに
より、本来、１つのグループリスト２５上にまとまるべ
きデータの一部が掃き出されることを防止でき、グルー
プリスト２５の掃き出しをより効率的に行うことができ
る。

【００７１】

【発明の効果】本発明によれば、ホスト装置から記録媒
体に対する書き込み時のアクセスを記録媒体の所定アド
レス範囲のグループ毎に管理し、キャッシュメモリに格
納されたライトデータをグループ単位でキャッシュメモ
リから記録媒体に書き込むことにより、ホスト装置から
指定される書き込み対象のアドレスが連続していない場
合でも、複数回のアクセスによって最終的にグループ内
を隙間なく埋める連続したデータとなれば、そのグルー
プを一括してシーケンシャルデータとして記録媒体に書
きこむことができる。その結果、従来のように処理時間
がかかるページのソートによって連続したページへの書
き込みであることを検出したり、ホスト装置からのコマ
ンドのアクセスパターンを解析することにより連続した
ページへの書き込みであることを検出したりして、スト
ライプ単位でデータが揃うのを待つといった処理を行う
必要がなくなり、スループットの改善を図ることができ
る。また、グループ内のページが全て揃った時点で掃き
出し処理を行うので、従来のようにキャッシュメモリの
残容量が少なくなったり無くなったりしてから掃き出す
場合に比べて、記録媒体への掃き出し時の負荷を分散さ
せることができる。

【００７２】また、キャッシュメモリ上のページを示す
ページタグを登録し、登録済の既存のページに対して書
込アクセスがあった場合、キャッシュメモリの該当ペー
ジにライトデータを上書きし、未使用のページに対して
書込アクセスがあった場合、該当ページのページタグを
所属するグループに追加登録して、キャッシュメモリの
該当ページにライトデータを書き込むことにより、ホス
ト装置からの既存のページに対するアクセスあるいは未
使用のページに対するアクセスをグループ毎に容易に管
理することができる。

【００７３】また、既存のページに対してホスト装置か
ら書込アクセスがあった場合、該当ページが所属するグ
ループの記録媒体への書込優先順位を最低とし、未使用
のページに対してホスト装置から書込アクセスがあった
場合、該当ページのページタグを追加登録したグループ
の書込優先順位を最低とすることにより、掃き出しの候
補を選ぶためのＬＲＵアルゴリズムによる管理を実現し
ている。これにより、ページの追加がある度に所属する
グループの書込優先順位を下げる処理を行うので、連続
したデータが離散的にホスト装置から来る場合でも、そ
の都度、書込優先順位が下げられるので、個別のページ
毎にＬＲＵアルゴリズムを適用する場合よりも部分的に
掃き出される機会が大幅に減り、ライトキャッシュのヒ
ット率を向上させることができる。また、既存の同一ペ
ージへの書き込みに対してもＬＲＵアルゴリズムによる
優先順位制御を行い、同一ページへのアクセスが頻発す
るような場合、対象グループの書込優先順位をその都度
下げるので、掃き出し対象になりにくくなり、ライトキ
ャッシュのヒット率を向上させることができる。

【００７４】また、複数の記録媒体にＲＡＩＤ４もしく
はＲＡＩＤ５を適用することにより、ＲＡＩＤ４もしく
はＲＡＩＤ５構成のストレージ装置で冗長なパリティを
管理する単位、すなわちストライプの単位でホスト装置
からのアクセスを管理するために、ストライプ単位のシ
ーケンシャルなライトデータであれば、そのライトデー
タがいかなる到着順でも、ライトペナルティの無いデー
タの掃き出しが可能となり、スループットの改善を図る
ことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の第１の実施の形態となるストレージ
装置の構成を示すブロック図である。

【図２】 図１のストレージ装置のキャッシュ制御手段
上で管理される情報を示す図である。

【図３】 図１のストレージ装置の動作を示すフローチ
ャート図である。

【図４】 ＲＡＩＤ４またはＲＡＩＤ５のストレージ装
置のデータ格納状態を示す図である。

【符号の説明】

１…ホストインターフェイス、２…プロセッサ、３…キ
ャッシュメモリ、４…キャッシュ制御手段、５…ストレ
ージ、６…ドライブインターフェイス、２０…ハッシュ
テーブル、２１…ハッシュリスト、２２…ＬＲＵリス
ト、２３、２４…ページタグ、２５…グループリスト、
２６…ＬＲＵリストヘッダ。

Claims (8)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ホスト装置からのライトデータを蓄積す
   る記録媒体と、前記ホスト装置から前記記録媒体に送ら
   れるライトデータを対応する固定長のページに一時的に
   格納するキャッシュメモリとを備えたストレージ装置に
   おいて、 前記ホスト装置から前記記録媒体に対する書き込み時の
   アクセスを前記記録媒体の所定アドレス範囲のグループ
   毎に管理し、前記アクセスによって前記キャッシュメモ
   リに一時的に格納されたライトデータを前記グループ単
   位で前記キャッシュメモリから前記記録媒体に書き込む
   ことを特徴とするストレージ装置のライトキャッシュ制
   御方法。
2. 【請求項２】 請求項１記載のストレージ装置のライト
   キャッシュ制御方法において、 前記キャッシュメモリ上のページを示すページタグを登
   録することで前記ホスト装置からのアクセスを管理し、
   登録済の既存のページに対して前記ホスト装置から書込
   アクセスがあった場合、前記キャッシュメモリの該当ペ
   ージに前記ホスト装置からのライトデータを上書きし、
   未使用のページに対して前記ホスト装置から書込アクセ
   スがあった場合、該当ページのページタグを所属する前
   記グループに追加登録して、前記キャッシュメモリの該
   当ページに前記ホスト装置からのライトデータを書き込
   むことを特徴とするストレージ装置のライトキャッシュ
   制御方法。
3. 【請求項３】 請求項２記載のストレージ装置のライト
   キャッシュ制御方法において、 既存のページに対して前記ホスト装置から書込アクセス
   があった場合、該当ページが所属するグループの前記記
   録媒体への書込優先順位を最低とし、未使用のページに
   対して前記ホスト装置から書込アクセスがあった場合、
   該当ページのページタグを追加登録したグループの前記
   書込優先順位を最低とすることを特徴とするストレージ
   装置のライトキャッシュ制御方法。
4. 【請求項４】 請求項１記載のストレージ装置のライト
   キャッシュ制御方法において、 複数の前記記録媒体にＲＡＩＤ４もしくはＲＡＩＤ５を
   適用することを特徴とするストレージ装置のライトキャ
   ッシュ制御方法。
5. 【請求項５】 ホスト装置からのライトデータを蓄積す
   る記録媒体と、前記ホスト装置から前記記録媒体に送ら
   れるライトデータを対応する固定長のページに一時的に
   格納するキャッシュメモリとを備えたストレージ装置に
   おいて、 前記ホスト装置から前記記録媒体に対する書き込み時の
   アクセスを前記記録媒体の所定アドレス範囲のグループ
   毎に管理し、前記アクセスによって前記キャッシュメモ
   リに一時的に格納されたライトデータを前記グループ単
   位で前記キャッシュメモリから前記記録媒体に書き込む
   キャッシュ制御手段を有することを特徴とするストレー
   ジ装置。
6. 【請求項６】 請求項５記載のストレージ装置におい
   て、 前記キャッシュ制御手段は、前記キャッシュメモリ上の
   ページを示すページタグを登録することで前記ホスト装
   置からのアクセスを管理し、登録済の既存のページに対
   して前記ホスト装置から書込アクセスがあった場合、前
   記キャッシュメモリの該当ページに前記ホスト装置から
   のライトデータを上書きし、未使用のページに対して前
   記ホスト装置から書込アクセスがあった場合、該当ペー
   ジのページタグを所属する前記グループに追加登録し
   て、前記キャッシュメモリの該当ページに前記ホスト装
   置からのライトデータを書き込むことを特徴とするスト
   レージ装置。
7. 【請求項７】 請求項６記載のストレージ装置におい
   て、 前記キャッシュ制御手段は、既存のページに対して前記
   ホスト装置から書込アクセスがあった場合、該当ページ
   が所属するグループの前記記録媒体への書込優先順位を
   最低とし、未使用のページに対して前記ホスト装置から
   書込アクセスがあった場合、該当ページのページタグを
   追加登録したグループの前記書込優先順位を最低とする
   ことを特徴とするストレージ装置。
8. 【請求項８】 請求項５記載のストレージ装置におい
   て、 複数の前記記録媒体にＲＡＩＤ４もしくはＲＡＩＤ５を
   適用することを特徴とするストレージ装置。