JP2782842B2 - ディスクキャッシュ装置 - Google Patents
ディスクキャッシュ装置Info
- Publication number
- JP2782842B2 JP2782842B2 JP1252591A JP25259189A JP2782842B2 JP 2782842 B2 JP2782842 B2 JP 2782842B2 JP 1252591 A JP1252591 A JP 1252591A JP 25259189 A JP25259189 A JP 25259189A JP 2782842 B2 JP2782842 B2 JP 2782842B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- cache
- disk
- memory
- change
- block
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Lifetime
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- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 ＜産業上の利用分野＞ 本発明は、ディスクキャッシュ装置に関し、更に詳し
くは、書き換え可能な光磁気ディスクの高速アクセスに
関する。
くは、書き換え可能な光磁気ディスクの高速アクセスに
関する。
＜従来の技術＞ 光磁気ディスク（magnet optical disk,以下MODとい
う）は、 ・書き換え可能であり、ランダムアクセスができること ・１セクタのデータ長がハードディスク（以下HDDとい
う）と同等であること ・パフォーマンスがHDDと大差ないこと ・容量が比較的大容量のHDDと同程度であること 等の特徴がある。従って、ホストI/FもHDDと大差なく、
ホスト側の制御用ソフトウェアも一般のHDD用のものが
流用されている。
う）は、 ・書き換え可能であり、ランダムアクセスができること ・１セクタのデータ長がハードディスク（以下HDDとい
う）と同等であること ・パフォーマンスがHDDと大差ないこと ・容量が比較的大容量のHDDと同程度であること 等の特徴がある。従って、ホストI/FもHDDと大差なく、
ホスト側の制御用ソフトウェアも一般のHDD用のものが
流用されている。
これらMODとHDDを比較した場合、 ・第５図に示すように、HDDのシーク時間がシーク量と
リニアな関係にあるのに対して、MODは光学系ミラーの
角度変更により対応する±数10シリンダのシークに比べ
この範囲を越えるヘッドの物理的なシーク時間差が大き
い ・MODの読み出し動作は１回のアクセスでよいが、書き
込み動作は消去，書き込み，照合の動作（ディスク約３
回転）を行わなければならず、読み出し／書き込みに違
いのないHDDに比べて動作速度が遅い 等の違いがあげられる。
リニアな関係にあるのに対して、MODは光学系ミラーの
角度変更により対応する±数10シリンダのシークに比べ
この範囲を越えるヘッドの物理的なシーク時間差が大き
い ・MODの読み出し動作は１回のアクセスでよいが、書き
込み動作は消去，書き込み，照合の動作（ディスク約３
回転）を行わなければならず、読み出し／書き込みに違
いのないHDDに比べて動作速度が遅い 等の違いがあげられる。
ここで、MODのシーク時間はヘッドの軽量化によりHDD
に近い水準が期待でき、MODの書き込み時の回転数は信
頼性の向上によって照合動作が不要になって約２回転に
削減できるものの、現状の技術レベルからHDDと同程度
のパフォーマンスを実現することは困難である。
に近い水準が期待でき、MODの書き込み時の回転数は信
頼性の向上によって照合動作が不要になって約２回転に
削減できるものの、現状の技術レベルからHDDと同程度
のパフォーマンスを実現することは困難である。
＜発明が解決しようとする課題＞ ところで、従来のMODの制御にあたってはHDDと同様の
制御方法が採用されていた。このために、光学系ミラー
の角度変更によるシークはHDDよりも高速であるというM
ODの特徴が生かせず、結果としてHDDに比べて通常1/2以
下のパフォーマンスしか実現できなかった。
制御方法が採用されていた。このために、光学系ミラー
の角度変更によるシークはHDDよりも高速であるというM
ODの特徴が生かせず、結果としてHDDに比べて通常1/2以
下のパフォーマンスしか実現できなかった。
また、ディスクアクセスの高速化の手法としてディス
クキャッシュがあるものの、第５図から明らかなように
書き込みアクセスに対してはコピーバック方式でないと
効果がない。
クキャッシュがあるものの、第５図から明らかなように
書き込みアクセスに対してはコピーバック方式でないと
効果がない。
本発明はこのような課題に着目してなされたものであ
り、その目的は、書き換え可能な光磁気ディスクを高速
にアクセスできるディスクキャッシュ装置を提供するこ
とにある。
り、その目的は、書き換え可能な光磁気ディスクを高速
にアクセスできるディスクキャッシュ装置を提供するこ
とにある。
＜課題を解決するための手段＞ 上記課題を解決する本発明は、 ディスクメモリ内をシーク範囲に基づいて連続的なブ
ロックに分割して管理し、該ブロックに対応するキャッ
シュを単位グループとし、その各グループごとに前記デ
ィスクメモリのブロックアドレスおよびキャッシュにお
けるデータ変更の有無を示す情報が格納されるキャッシ
ュメモリと、該キャッシュメモリと前記ディスクメモリ
間のDMAデータ転送にあたって、キャッシュメモリ上の
不連続な領域に存在する複数のグループのデータ転送を
チェーン機能により連続的にDMAするDMA回路と、前記デ
ィスクメモリへのデータライトにあたって、前記キャッ
シュメモリのデータ変更の有無の情報を調べ、該データ
変更があった場合には前記ディスクメモリの隣接するブ
ロックでの変更を調べ、隣接するブロックでの変更がな
い場合は１ブロックのコピーバックを、隣接するブロッ
クで変更がある場合は複数のブロックをそれぞれ前記DM
A回路の機能を用いて行うように制御するディスクキャ
ッシュ制御部とで構成されたことを特徴とする。
ロックに分割して管理し、該ブロックに対応するキャッ
シュを単位グループとし、その各グループごとに前記デ
ィスクメモリのブロックアドレスおよびキャッシュにお
けるデータ変更の有無を示す情報が格納されるキャッシ
ュメモリと、該キャッシュメモリと前記ディスクメモリ
間のDMAデータ転送にあたって、キャッシュメモリ上の
不連続な領域に存在する複数のグループのデータ転送を
チェーン機能により連続的にDMAするDMA回路と、前記デ
ィスクメモリへのデータライトにあたって、前記キャッ
シュメモリのデータ変更の有無の情報を調べ、該データ
変更があった場合には前記ディスクメモリの隣接するブ
ロックでの変更を調べ、隣接するブロックでの変更がな
い場合は１ブロックのコピーバックを、隣接するブロッ
クで変更がある場合は複数のブロックをそれぞれ前記DM
A回路の機能を用いて行うように制御するディスクキャ
ッシュ制御部とで構成されたことを特徴とする。
＜作用＞ 本発明のディスクキャッシュ装置によれば、ディスク
メモリをシーク範囲に基づいて複数のグループに分けて
アクセスするので、少ないシーク回数で高速アクセスが
行える。
メモリをシーク範囲に基づいて複数のグループに分けて
アクセスするので、少ないシーク回数で高速アクセスが
行える。
＜実施例＞ 以下、図面を参照して本発明の実施例を詳細に説明す
る。
る。
第１図は本発明の一実施例を示すブロック図であり、
ディスクメモリとして光磁気ディスク（MOD）を用いる
例を示している。図において、１はホストである。該ホ
スト１は、CPU2と、BUSを介して該CPU2に接続されCPU2
により直接制御されるキャッシュメモリ３及びディスク
キャッシュ制御部４と、該ディスクキャッシュ制御部４
に接続されディスクキャッシュ制御部４により起動され
てキャッシュメモリ３とI/F回路６の間のDMAを実行する
DMA回路５と、キャッシュメモリ３及びDMA回路５に接続
されたI/F回路６とで構成されている。該I/F回路６には
光磁気ディスク（MOD）７が接続されている。
ディスクメモリとして光磁気ディスク（MOD）を用いる
例を示している。図において、１はホストである。該ホ
スト１は、CPU2と、BUSを介して該CPU2に接続されCPU2
により直接制御されるキャッシュメモリ３及びディスク
キャッシュ制御部４と、該ディスクキャッシュ制御部４
に接続されディスクキャッシュ制御部４により起動され
てキャッシュメモリ３とI/F回路６の間のDMAを実行する
DMA回路５と、キャッシュメモリ３及びDMA回路５に接続
されたI/F回路６とで構成されている。該I/F回路６には
光磁気ディスク（MOD）７が接続されている。
ここで、CPU2とディスクキャッシュ制御部４の間では
例えば「ディスクのあるアドレスからｎセクタ読み出
し」というような簡単な命令のやり取りしか行わないの
で、ディスクキャッシュ制御部４内にマイクロプロセッ
サを設けてMOD7の制御を行う。
例えば「ディスクのあるアドレスからｎセクタ読み出
し」というような簡単な命令のやり取りしか行わないの
で、ディスクキャッシュ制御部４内にマイクロプロセッ
サを設けてMOD7の制御を行う。
第２図はディスクキャッシュ制御部４によるキャッシ
ュメモリ３の制御内容を示す管理テーブルの説明図であ
る。
ュメモリ３の制御内容を示す管理テーブルの説明図であ
る。
キャッシュメモリ３は複数ｎのグループ構成になって
いて、各グループはそれぞれ独立している。MOD7の領域
はヘッドの物理的な移動なしにシークできる範囲で連続
的に分割され、その１つの分割がキャッシュメモリ３の
複数ｎグループの１グループに対応する。なお、各グル
ープはMOD7の各範囲と１対１に対応するものではなく、
その時点で必要なグループをダイナミックに入れ替えて
管理する。これら各グループは複数ｍのブロックにより
構成される。該ブロックはキャッシュの最小管理単位で
あり、4Kバイトまたは8Kバイトが一般的である。
いて、各グループはそれぞれ独立している。MOD7の領域
はヘッドの物理的な移動なしにシークできる範囲で連続
的に分割され、その１つの分割がキャッシュメモリ３の
複数ｎグループの１グループに対応する。なお、各グル
ープはMOD7の各範囲と１対１に対応するものではなく、
その時点で必要なグループをダイナミックに入れ替えて
管理する。これら各グループは複数ｍのブロックにより
構成される。該ブロックはキャッシュの最小管理単位で
あり、4Kバイトまたは8Kバイトが一般的である。
ディスクキャッシュ制御部４内の管理テーブルは、各
グループを管理する「グループテーブル」と、グループ
内のそれぞれのキャッシュを管理する「キャッシュテー
ブル」の２種類がある。グループテーブルには、各グル
ープがMOD7のどの範囲を担当しているかを示すMOD7のア
ドレス情報と、グループ別の利用内容を示すLRU管理情
報が格納される。キャッシュテーブルには、一般のディ
スクキャッシュと同様に、LRU情報と、キャッシュメモ
リ３とMOD7のブロックアドレスの対応情報及びデータ変
更の有無を示す情報が格納される。
グループを管理する「グループテーブル」と、グループ
内のそれぞれのキャッシュを管理する「キャッシュテー
ブル」の２種類がある。グループテーブルには、各グル
ープがMOD7のどの範囲を担当しているかを示すMOD7のア
ドレス情報と、グループ別の利用内容を示すLRU管理情
報が格納される。キャッシュテーブルには、一般のディ
スクキャッシュと同様に、LRU情報と、キャッシュメモ
リ３とMOD7のブロックアドレスの対応情報及びデータ変
更の有無を示す情報が格納される。
このような構成において、通常のキャッシュヒット時
のシーケンスは従来のディスクキャッシュと同様であ
り、その説明は省略する。ここでは、 （Ａ）CPU2からキャッシュメモリ３に存在しないグルー
プへのアクセス要求があった場合のグループの切り替え
シーケンス （Ｂ）CPU2からキャッシュメモリ３に存在するグループ
へのアクセス要求があったがターゲットのブロックがな
くかつキャッシュメモリ３内が飽和していたために最も
古いアクセスされていないブロックをコピーバックする
シーケンス の２つのシーケンスについて説明する。
のシーケンスは従来のディスクキャッシュと同様であ
り、その説明は省略する。ここでは、 （Ａ）CPU2からキャッシュメモリ３に存在しないグルー
プへのアクセス要求があった場合のグループの切り替え
シーケンス （Ｂ）CPU2からキャッシュメモリ３に存在するグループ
へのアクセス要求があったがターゲットのブロックがな
くかつキャッシュメモリ３内が飽和していたために最も
古いアクセスされていないブロックをコピーバックする
シーケンス の２つのシーケンスについて説明する。
第３図は（Ａ）のシーケンスを示すフローチャートで
ある。この場合には、まずキャッシュテーブルを参照し
てダーティチェックを行い（ステップ）、変更の有無
を調べる（ステップ）。変更がない場合には、グルー
プテーブルを変更し（ステップ）、続いてキャッシュ
テーブルを変更し（ステップ）、そしてCPU2の要求を
実行する（ステップ）。一方、変更があった場合には
隣接するブロックでの変更の有無を調べ（ステップ
）、変更がない場合には１ブロックのコピーバックを
行い（ステップ）、変更がある場合には複数ブロック
のコピーバックを行う（ステップ）。なお、このとき
DMAチェーン機能を使用する。
ある。この場合には、まずキャッシュテーブルを参照し
てダーティチェックを行い（ステップ）、変更の有無
を調べる（ステップ）。変更がない場合には、グルー
プテーブルを変更し（ステップ）、続いてキャッシュ
テーブルを変更し（ステップ）、そしてCPU2の要求を
実行する（ステップ）。一方、変更があった場合には
隣接するブロックでの変更の有無を調べ（ステップ
）、変更がない場合には１ブロックのコピーバックを
行い（ステップ）、変更がある場合には複数ブロック
のコピーバックを行う（ステップ）。なお、このとき
DMAチェーン機能を使用する。
第４図は（Ｂ）のシーケンスを示すフローチャートで
ある。この場合には、まずキャッシュテーブルを参照し
てLRU情報を調べ（ステップ）、続いてダーティチェ
ックを行い（ステップ）、変更の有無を調べる（ステ
ップ）。変更がない場合にはキャッシュテーブルを変
更し（ステップ）、そしてCPU2の要求を実行する（ス
テップ）。これに対し、変更があった場合には、隣接
するブロックでの変更の有無を調べる（ステップ）。
そして、変更がない場合には１ブロックのコピーバック
を行った後（ステップ）、ステップに移行する。変
更がある場合には複数ブロックのコピーバックを行った
後（ステップ）、ステップに移行する。なお、この
ときDMAチェーン機能を使用する。
ある。この場合には、まずキャッシュテーブルを参照し
てLRU情報を調べ（ステップ）、続いてダーティチェ
ックを行い（ステップ）、変更の有無を調べる（ステ
ップ）。変更がない場合にはキャッシュテーブルを変
更し（ステップ）、そしてCPU2の要求を実行する（ス
テップ）。これに対し、変更があった場合には、隣接
するブロックでの変更の有無を調べる（ステップ）。
そして、変更がない場合には１ブロックのコピーバック
を行った後（ステップ）、ステップに移行する。変
更がある場合には複数ブロックのコピーバックを行った
後（ステップ）、ステップに移行する。なお、この
ときDMAチェーン機能を使用する。
このような構成によれば、ディスクメモリ，例えばMO
Dをグループ分けしてアクセスするのでヘッドの物理的
なシーク回数が少なくなり、高速アクセスが可能にな
る。
Dをグループ分けしてアクセスするのでヘッドの物理的
なシーク回数が少なくなり、高速アクセスが可能にな
る。
また、コピーバック方式であり、かつ、連続した領域
の書き込みであれば１回で複数ブロックのアクセスが実
行でき、MODの欠点である書き込み時のパフォーマンス
を改善できる。
の書き込みであれば１回で複数ブロックのアクセスが実
行でき、MODの欠点である書き込み時のパフォーマンス
を改善できる。
なお、上述実施例では、MODについて説明したが、シ
ーク量の少ないアクセスであり、HDD用のディスクキャ
ッシュとしても利用できる。
ーク量の少ないアクセスであり、HDD用のディスクキャ
ッシュとしても利用できる。
また、ディスクキャッシュ制御部の制御をCPUで行
い、キャッシュメモリとしてCPU内のメインメモリを用
いてもよい。このような構成によればCPUの負担は大き
くなるものの、第１図の構成よりも安価に実現できる。
い、キャッシュメモリとしてCPU内のメインメモリを用
いてもよい。このような構成によればCPUの負担は大き
くなるものの、第１図の構成よりも安価に実現できる。
＜発明の効果＞ 以上詳細に説明したように、本発明によれば、書き換
え可能な光磁気ディスクを高速にアクセスできるディス
クキャッシュ装置を提供することができる。
え可能な光磁気ディスクを高速にアクセスできるディス
クキャッシュ装置を提供することができる。
第１図は本発明の一実施例のブロック図、第２図はディ
スクキャッシュ制御部によるキャッシュメモリの制御内
容を示す管理テーブルの説明図、第３図及び第４図は第
１図の動作シーケンスを説明するフローチャート、第５
図はシーク量とアクセス時間の関係を示す説明図であ
る。 １……ホスト、２……CPU ３……キャッシュメモリ ４……ディスクキャッシュ制御部 ５……DMA回路、６……I/F回路 ７……光磁気ディスク（MOD）
スクキャッシュ制御部によるキャッシュメモリの制御内
容を示す管理テーブルの説明図、第３図及び第４図は第
１図の動作シーケンスを説明するフローチャート、第５
図はシーク量とアクセス時間の関係を示す説明図であ
る。 １……ホスト、２……CPU ３……キャッシュメモリ ４……ディスクキャッシュ制御部 ５……DMA回路、６……I/F回路 ７……光磁気ディスク（MOD）
Claims (1)
- 【請求項１】ディスクメモリ内をシーク範囲に基づいて
連続的なブロックに分割して管理し、該ブロックに対応
するキャッシュを単位グループとし、その各グループご
とに前記ディスクメモリのブロックアドレスおよびキャ
ッシュにおけるデータ変更の有無を示す情報が格納され
るキャッシュメモリと、 該キャッシュメモリと前記ディスクメモリ間のDMAデー
タ転送にあたって、キャッシュメモリ上の不連続な領域
に存在する複数のグループのデータ転送をチェーン機能
により連続的にDMAするDMA回路と、 前記ディスクメモリへのデータライトにあたって、前記
キャッシュメモリのデータ変更の有無の情報を調べ、該
データ変更があった場合には前記ディスクメモリの隣接
するブロックでの変更を調べ、隣接するブロックでの変
更がない場合は１ブロックのコピーバックを、隣接する
ブロックで変更がある場合は複数のブロックをそれぞれ
前記DMA回路の機能を用いて行うように制御するディス
クキャッシュ制御部、 とで構成されたことを特徴とするディスクキャッシュ装
置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1252591A JP2782842B2 (ja) | 1989-09-28 | 1989-09-28 | ディスクキャッシュ装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1252591A JP2782842B2 (ja) | 1989-09-28 | 1989-09-28 | ディスクキャッシュ装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH03113625A JPH03113625A (ja) | 1991-05-15 |
| JP2782842B2 true JP2782842B2 (ja) | 1998-08-06 |
Family
ID=17239501
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP1252591A Expired - Lifetime JP2782842B2 (ja) | 1989-09-28 | 1989-09-28 | ディスクキャッシュ装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2782842B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100430151B1 (ko) * | 2002-01-31 | 2004-05-03 | 한상택 | 밥을 간편식으로 하는 방법과 포장용기 |
-
1989
- 1989-09-28 JP JP1252591A patent/JP2782842B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH03113625A (ja) | 1991-05-15 |
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