JP2634867B2 - デイスクキヤツシユデータ転送制御方式 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 ［産業上の利用分野］ 本発明は、デイスクキヤツシユのデータ転送制御方式
に係り、特に、トラツク単位にキヤツシユメモリを扱う
デイスクキヤツシユのデータ転送制御方式に関する。

［従来の技術］ デイスク装置の実効的性能を上げるものの一つとして
デイスクキヤツシユがある。デイスクキヤツシユは、デ
イスク装置と主記憶装置の間に置かれ、デイスク装置の
データの写しをキヤツシユメモリに置き、中央処理装置
から、デイスク装置から主記憶装置へデータを転送する
リード（読み出し）命令や、主記憶装置からデイスク装
置へデータ転送するライト（書き込み）命令が発行され
たとき、それぞれキヤツシユメモリから主記憶装置へあ
るいは主記憶装置からキヤツシユメモリへデータを転送
した時点で、リード命令やライト命令を終了させること
によりデイスク装置上の目的ブロツクへ位置付けるため
のトラツク位置決め（シーク）時間やデイスク回転待時
間をなくし入出力処理の高速化を図るものである。

従来、キヤツシユメモリへのデータの写しは、トラツ
ク単位とブロツク単位の２種類が多く用いられている。
ここで、「ブロツク」は、CPU側からみた論理レコード
のまとまつた単位で、通常、デイスク装置の１トラツク
中に含まれるブロツク数は95程度である。デイスク装置
からキヤツシユメモリへデータを移す契機として、リー
ド命令やライト命令が発行された時目的データがキヤツ
シユメモリにないならば、デイスク装置から主記憶装置
に目的データを転送するのと同時にキヤツシユメモリに
もデータを移し、ひきつづきトラツク単位（１トラツク
分全部）や数ブロツク単位（ロード開始レコードからト
ラツクの最終レコードまで）の大きさで、データをキヤ
ツシユメモリに移すことが多い。なお、１つの命令で要
求されるデータの大きさは、１トラツク未満のこともあ
るし、数トラツク分のこともあるし、まちまちである。
以下、デイスク装置からキヤツシユメモリにデータを移
す（書き込む、コピーする、）動作をロードと称する。
トラツク単位や数ブロツク単位でリードライトを実行し
た近傍のデータをキヤツシユメモリに移すのは、次にア
クセスされる確率が高いと思われるからである。

ブロツク単位のロードは中央処理装置からのリードラ
イト命令の単位がブロツクであるため、データの管理を
きめこまかくできる反面、可変長ブロツクを対象にする
場合、キヤツシユメモリ内のブロツクの空エリア管理が
複雑となる。従つて、ブロツク単位のロードは固定長ブ
ロツクに向いている。このような固定長ブロツクのロー
ドに関して開示された公知例として特開昭55−157056号
公報記載のようなものがある。

また、可変長ブロツクをロードするにはトラツク単位
が扱いやすく、多くのデイスクキヤツシユで使われてい
る。その公知例の一つは特開昭56−16257号公報に示さ
れている。

［発明が解決しようとする課題］ 以下、トラツク単位のロードの一例を第３図にもとづ
き説明する。なお、本明細書中、「レコードR0」等とあ
るのは、デイスク上の物理レコードで、前記「ブロツ
ク」と同義のものとして扱う。第３図は１トラツクを一
列に広げた図であり、そのトラツクは、ホームアドレス
（HA）、レコード０（R0）以下レコード１（R1）、レコ
ード２（R2）、レコード３（R3）と順次レコードが記録
されており、最終レコードＬ（R_L）までフオーマツテイ
ングされているものとする。中央処理装置からレコード
２のリード命令が発行されたときに当該レコードを含む
トラツクがキヤツシユメモリに存在しない場合は、レコ
ードR2をデイスク装置から読み出しながら主記憶装置と
キヤツシユメモリへ同時に送り、当該命令に対して終了
報告を返した後、ひきつづきR3以降RLまでとHA,R0,R1ま
で１トラツク全体をデイスク装置からキヤツシユメモリ
へロードする。キヤツシユメモリ管理の方法によつて
は、R3からトラツク最終レコードRLまでのロードのみし
てもよい。従来このロード中のレコードに対して次のリ
ードライト命令が発行された場合、トラツク全体のロー
ドが完了するまで、当該リードライト命令を待たせる必
要があつた。特に、順次アクセスフアイルに対するリー
ドライト命令はレコードR2の後R3という順にシーケンシ
ヤルにアクセスされるため、上記ロード完了待ちが発生
する確率が高い。

トラツク全体をロードする時間はブロツク長が短い場
合デイスク１回転の時間となり、上記ロード完了待ちは
デイスクキヤツシユアクセス性能の向上を妨げる一つの
要因である。

本発明の目的はこの、以前のリードライト命令に対す
るロード動作中に発行されたロード対象ブロツクに対す
る次のリードライト命令をトラツク全体のロード完了ま
で待たせることなく実行できるようにし、高速アクセス
を可能とするデイスクキヤツシユ転送制御方式を提供す
ることにある。

［課題を解決するための手段］ 上記目的を達成するため、本発明のキヤツシユメモリ
データ転送制御方式は、各々のブロツク毎に前記ロード
が完了したことを表わすフラグであつて、このキヤツシ
ユメモリにロードされるべき各トラツク毎に、少なくと
も各トラツクが有するブロツク数分のロード完了フラグ
をそれぞれ格納する手段と、前記デイスク装置から前記
キヤツシユメモリにトラツク単位でロードを開始する際
に、ロード対象のトラツク内ブロツクに対応する前記ロ
ード完了フラグをすべてリセツトする（未ロード状態を
表示する）第１の手段と、各ブロツクのロード完了毎に
当該ブロツクに対応する前記ロード完了フラグをリセツ
トする（当該ブロツクのロード完了を表示する）第２の
手段とを備える。

又、ロード中のトラツク内ブロツクに対して中央処理
装置から次の読み出し・書き込み命令が発行された場
合、前記ロード完了フラグがロード完了状態にセツトさ
れているときにはこの読み出し・書き込み命令を即座に
実行し、前記ロード完了フラグがリセツトされていると
きにはこの読み出し・書き込み命令を待たせる第３の手
段を備える。

更に、前記第３の手段により読み出し、書き込み命令
を待たせた場合、その後に目的ブロツクがロード完了と
なつた時点を検知することにより、上位装置に対し再度
命令を発行するように要求する第４の手段を備える。

前記ロード完了フラグを格納する手段は、キヤツシユ
メモリ内、又はデイレクトリメモリ、もしくはそれ以外
のメモリに設けてもよい。

［作用］ 上記構成に基づく作用を説明する。

中央処理装置からリードライト（読み出し・書き込
み）命令が発行された場合、キヤツシユメモリに、目的
データが存在しないとき、前記第１の手段により当該ト
ラツクのロード完了フラグを全部リセツトする。そし
て、デイスク装置と主記憶装置間でデータ転送を行な
い、当該データをキヤツシユメモリにも転送（ロード）
する。目的データの転送完了後当該ブロツクのロード完
了フラグをセツトし、ひきつづきデイスク装置からキヤ
ツシユメモリへデータをロードしはじめる。ロードの途
中、ブロツクごとにロードが完了するたびに前記第２の
手段により当該ブロツクのロード完了フラグをセツトす
る。トラツク全体のロードが完了した時点でトラツク内
全体のブロツクのロード完了フラグがセツトされたこと
になる。

ロード中に次のリードライト命令が発行され、その目
的ブロツクがロード完了であれば、前記第３の手段によ
りすぐにキヤツシユメモリと主記憶装置間で処理を実行
し、ロード未完了であれば第３の手段により当該リード
ライト命令を待たせて、（キヤツシユ制御をデイスク制
御装置以下のレベルで行なうのであればコマンド再試行
で待たせることもできる）ロード完了を待ち、当該ブロ
ツクのロード完了時に、第４の手段により再び当該リー
ドライト命令の再発行を要求して、主記憶装置とキヤツ
シユメモリ間の転送を行なう。このような制御を行なう
ことにより、ロード処理中のトラツク内ブロツクを目的
とするリードライト命令は最小限の待ち時間で、キヤツ
シユメモリ上で実行できる。

［実施例］ 次に本発明の一実施例を図面を参照して詳細に説明す
る。

第２図は本発明の適用されるシステム構成例である。
本システム構成例は、リードライト命令をチヤンネルコ
マンドワード（CCW）としてチヤネル装置３に指示する
中央処理装置１と、主記憶装置２と、中央処理装置１か
らCCWを受けとり、デイスク制御装置４へコマンドを発
行するチヤネル装置３と、キヤツシユメモリ５と、該メ
モリ５に格納されるトラツク単位情報を格納するデイレ
クトリメモリ６と、これらのキヤツシユメモリ５及びデ
イレクトメモリ６を制御し、さらにチヤネル３とデイス
ク装置７の間の転送制御をつかさどるデイスク制御装置
４と、キヤツシユメモリ６に比べて格段に大きい容量を
持つデイスク装置７とから成る。本実施例ではキヤツシ
ユメモリ５とデイレクトリメモリ６をデイスク制御装置
４のレベルに置いたか、主記憶装置２とデイスク装置７
の間のどこに置いても本発明の効果は失わない。また、
デイレクトリメモリ６はキヤツシユメモリ５に含まれて
も良い。本発明の効果を最大限生かすため、主記憶装置
２及びキヤツシユメモリ５の間のデータ転送と、キヤツ
シユメモリ５及びデイスク装置７の間のデータ転送と
は、同時にかつ独立に実行できるものとする。

第１図は、デイスク制御装置４とデイレクトリメモリ
６の詳細を示した図である。デイスク制御装置４は、チ
ヤネル装置３とキヤツシユメモリ５との間のデータ転送
を制御するチヤネル転送制御部41と、デイスク装置７と
キヤツシユメモリ５との間のデータ転送を制御するデバ
イス転送制御部42とからなり、それぞれマイクロプログ
ラム411と421を有している。これらのマイクロプログラ
ムを実行するマイクロプロセツサはいくつであつても良
い。デイレクトリメモリ６は、キヤツシユメモリ５のト
ラツク単位の制御情報を格納するメモリであり、制御線
601,602を介してそれぞれチヤネル転送制御部41とデバ
イス転送制御部42からアクセスされる。ビツト／ミス判
定テーブル61はチヤネル装置３から送られてきたコマン
ドがリード、ライト系コマンドであるとき目的トラツク
がキヤツシユ内に存在する（ビツト：キヤツシユ内に当
該トラツクエリアを確保したがロード未完了のケースを
含む）か、存在しない（ミス）かを判定するためのテー
ブルである。ロード完了フラグ62はキヤツシユメモリ５
内に格納されたトラツクごとにホームアドレスHAから最
大レコードRmaxまでの全ブロツクに対するロード完了／
未完了を表示するフラグであり、ここではロード未完了
時０にリセツト、ロード完了時に１にセツトすることと
する。

第４図に、リード・ライト・サーチ系コマンドの実行
概略フローを示す。

以下第４図（ａ）（ｂ）に従い、動作を説明する。

チヤネル装置３からリード・ライト・サーチ系コマン
ドが発行されると（ステツプ1001）、チヤネル転送制御
部41はヒツト／ミス判定テーブル61を読み出し（ステツ
プ1002）、目的ブロツクが含まれているトラツクがキヤ
ツシユ内に存在するか否かをチエツクする（ステツプ10
03）。ミスの場合には、当該トラツクエリアをキヤツシ
ユメモリに確保し、それと同時にロード完了フラグ62を
全ブロツク分リセツトする（ステツプ1004）（前記第１
の手段）。

次にチヤネル装置３とデイスク装置７の間で目的ブロ
ツクのデータ転送を行ない、その時当該ブロツクをキヤ
ツシユメモリ５にも入れる（ステツプ1005）。データ転
送を完了すると当該ブロツクのロード完了フラグを１に
セツトし、チヤネル装置３に対してコマンド終了報告を
行なう（ステツプ1006）。その後トラツク全体がロード
されるまでブロツクをロードするたびにロード完了フラ
グを１にセツトしていく（ステツプ1007,1008）（前記
第２の手段）。１トラツク全体のロードが完了した時点
で（ステツプ1009）、ビツト／ミス判定テーブル61や他
のテーブル（キヤツシユメモリの先頭アドレス、データ
の大きさ、シリンダ番号等を管理するスロツト管理テー
ブルなど）に対してロード完了の状態をセツトする（ス
テツプ1010）。

一方、リード・ライト・サーチ・コマンドが発行され
たときヒツトであると（ステツプ1003）、目的ブロツク
のロード完了フラグ62を読み、チエツクする。ロード完
了済みであれば（ステツプ1021）、チヤネルとキヤツシ
ユメモリ間でデータ転送を行ない（ステツプ1022）、コ
マンド終了報告をチヤネル装置３に返して終了する（ス
テツプ1023）。

また、目的ブロツクのロードが未完了の場合は（ステ
ツプ1021）、チヤネルデータ転送制御部41はチヤネル装
置３に対してコマンド再試行を報告し（ステツプ103
1）、当該コマンドを待たせる（前記第３の手段）。こ
の間、チヤネル制御部41は目的ブロツクのロード完了フ
ラグがセツトされたか否かを監視し（ステツプ1032）、
セツトされたのをきつかけに、チヤネル装置３に対して
コマンド再発行の要求を行なう（ステツプ1033）（前記
第４の手段）。

目的ブロツクのロード完了フラグ62のセツト監視（前
記ステツプ1032）はチヤネルデータ転送制御部41が行な
い、ロード完了フラグ62のセツト（前記ステツプ1008）
はデバイスデータ転送制御部42が行ない、各制御部が独
立に同時に処理を実行できるようにすれば、ロード完了
の待ち時間を最小限にすることができる。

本実施例によれば、ブロツク毎にロード完了フラグを
立てることによつて、ロード完了したブロツクに即座に
アクセスでき、１トラツク全体のロード完了を待たなく
てよいので、アクセスタイムが短縮される。なお、キヤ
ツシユメモリやデイレクトリメモリとしては、大容量の
ものができるので、これらのメモリを用いれば、ロード
完了フラグの格納エリアを容易に確保することができ
る。

［発明の効果］ 以上詳しく述べたように、本発明のデイスクキヤツシ
ユデータ転送制御方式によれば、各ブロツク毎にロード
完了フラグを設け、キヤツシユメモリにトラツク単位で
ロードを開始する際にトラツク内の全ブロツクに対する
ロード完了フラグをリセツトし、次々のブロツクのロー
ド完了の度に当該フラグをセツトするようにしたので、
デイスク装置からキヤツシユメモリにデータをロード中
に、当該トラツク内のブロツクに対して次の読み取り・
書き込み命令が発行されたとき、当該命令のロード完了
待ち時間を著しく短縮することができ、その結果、サブ
システムへのアクセスタイムが短縮され、システム全体
のスループツトを向上することができる等、優れた効果
を奏する。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例の詳細を示すブロツク図、第
２図は本発明の一実施例のシステム構成図、第３図はト
ラツク単位のロードを行なう説明図、第４図（ａ）
（ｂ）は本発明の一実施例の動作を示すフローチヤート
である。 １……中央処理装置、２……主記憶装置、３……チヤネ
ル装置、４……デイスク制御装置、５……キヤツシユメ
モリ、６……デイレクトリメモリ、７……デイスク装
置、41……チヤネル転送制御部、42……デバイス転送制
御部、411……チヤネル側マイクロプログラム、421……
デバイス側マイクロプログラム、61……ヒツト／ミス判
定テーブル、62……ロード完了フラグ。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 中村 勝憲 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式 会社日立製作所小田原工場内 (72)発明者 竹内 久治 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式 会社日立製作所小田原工場内 (56)参考文献 特開 昭60−31664（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−154153（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−61737（ＪＰ，Ａ)

Claims (2)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】主記憶装置と、多数のトラックを持ち各ト
   ラックが複数のブロックから成るディスク装置と、前記
   ディスク装置の写しをトラック単位で保持するキャッシ
   ュメモリと、を具備し、 中央処理装置からの前記ブロックの読み出し・書き込み
   命令に対し、目的ブロックを含むトラックが前記キャッ
   シュメモリ内に存在するときには、前記キャッシュメモ
   リと前記主記憶装置との間でデータ転送を行い、 目的ブロックを含むトラックが前記キャッシュメモリ内
   に存在しないときには、前記ディスク装置と前記主記憶
   装置との間でデータ転送を行うと共に、前記ディスク装
   置から前記キャッシュメモリにデータをロードするディ
   スクキャッシュデータ転送制御方式であって、 各々のブロック毎に前記ロードが完了したことを表わす
   フラグであって、前記キャッシュメモリにロードされる
   べき各トラック毎に、少なくとも各トラックが有するブ
   ロック数分のロード完了フラグをそれぞれ格納する手段
   と、 前記ディスク装置から前記キャッシュメモリにトラック
   単位でロードを開始する際に、ロード対象のトラック内
   ブロックに対応する前記ロード完了フラグをすべてリセ
   ットする第１の手段と、 各ブロックのロード完了毎に当該ブロックに対応する前
   記ロード完了フラグをセットする第２の手段と、 ロード中のトラック内ブロックに対して中央処理装置か
   ら次の読み出し・書き込み命令が発行された場合、前記
   ロード完了フラグがロード完了状態にセットされている
   ときには前記読み出し・書き込み命令を即座に実行し、
   前記ロード完了フラグがリセットされているときには前
   記読み出し・書き込み命令を待たせる第３の手段と、を
   備えた ことを特徴とするディスクキャッシュデータ転送制御方
   式。
2. 【請求項２】請求項１に記載のディスクキャッシュデー
   タ転送制御方式において、 前記第３の手段により前記読み出し・書き込み命令を待
   たせた後、当該ブロックがロード完了になった時点を検
   知することにより、上位装置に対し再び命令を発行する
   ように要求する第４の手段を備えた ことを特徴とするディスクキャッシュデータ転送制御方
   式。