JP2837341B2 - ディスクアレイ用キャッシュシステム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、多数のデータ記憶ディ
スク装置から構成するディスクアレイに使用するキャッ
シュシステムに関し、特に、ディスクアレイ内のディス
クへの冗長アクセスの数を減少することができるキャッ
シュシステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、ディスクアレイへの関心が高まっ
てきている。ディスクアレイは、ホストシステムとディ
スクドライブ間のデータ転送を制御する１個以上のコン
トローラを介してホストシステムに接続した多数のディ
スクドライブから成る。ディスクアレイは高データ記憶
容量、高信頼性、使用中のシステムとの高データ転送率
が得られるようにしてある。

【０００３】多数の異なったアレイ構造が提案されてき
た。「Ａ Ｃａｓｅ ｆｏｒ Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａ
ｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ ｄｉｓｋ
ｓ（ＲＡＩＤ）」のタイトルの文献（ＡＣＭ ＳＩＧＭ
ＯＤ 協議会会報、イリノイ州シカゴ、１９８８年６月
１−３、１０９−１１６頁）は、異なったレベルのデー
タ管理を提供する５レベルのアレイ（ＲＡＩＤＳ１−
５）の詳細を示している。ＲＡＩＤレベルの各々は、多
数の安価なディスクドライブを互いにリンクさせること
によりユーザがデータ記憶容量を増加することを可能に
する。このＲＡＩＤシステムは、２個のドライブへデー
タの２つのコピーを記憶させるか（ＲＡＩＤ１）、又は
オリジナルデータを多数のサブセクションに分割し、各
分割データをアレイの２個以上の各ドライブ上にストラ
イプするかしてドライブの故障によるデータ喪失に対す
る保護を行なう。ストライプ化されたデータに対するパ
リティ・データが演算され、専用のパリティドライブに
記憶される（ＲＡＩＤ４）。データ記憶ドライブの一つ
が故障した場合、故障したドライブのデータを再生する
ために、そのパリティデータ及びストライプ化データの
残りデータを利用することができる（ＲＡＩＤ２−
５）。従って、ＲＡＩＤ２−５の構造は、データの並行
転送の増加が期待できるものと仮定して、データ・スル
ープットを増大できるものである。この速度増加は、同
時性の程度、オリジナルデータ転送を多数回の短い副転
送に分割するオーバヘッド、及び、平均転送長さと副転
送のサイズ間の関係に関連するパラメータの選択等に依
存する。ＲＡＩＤ４及びＲＡＩＤ５のより詳細な構造は
上記会報に記載されている。

【０００４】安価なディスクシステムの冗長なアレイに
おけるパリティ／チェックサムの設定は、システムの構
造に関して多くの問題に直面している（ＲＡＩＤ−
５）。すなわち、エラーの回復、データ損失の防止、シ
ステムの能力、実行上の複雑さなどである。ＲＡＩＤシ
ステムを使用する不利な点は、低い信頼性のポテンシャ
ルの問題である。どれか単独でディスク装置が故障する
と、全アレイが故障してしまうので、ＲＡＩＤシステム
の信頼性はディスク装置の数が増えるにつれ減少する。
システム信頼性の低下を回避するため、単一のディスク
装置が故障した場合のデータの回復を行う方法が必要と
されてきた。これは、アレイに冗長性を導入することに
よって達成される。つまり、データの第二コピーを関連
のデータ装置（例えば、ＲＡＩＤ４構造におけるよう
に）と分離した記憶装置にパリティ又はチェックサムと
して記憶させる。パリティの生成は、単一記憶装置の故
障によるデータ損失の回復を可能とするので、データを
単一記憶位置に記憶させない。

【０００５】通常の読取り動作の間、パリティの存在に
起因して性能上の悪影響はない。しかし、書込み動作の
間、パリティの生成は関係してくる。これは、データ域
に対するいかなる変化もそのデータ域に関連したパリテ
ィデータの更新を有するという事実による。さらに、新
しいデータの書込みと新しいパリティの書込み間のシス
テムの故障の可能性を最小にしなくては、他のデータ回
復が不可能となる。この最後に記載した要件は、ホスト
からのデータ記憶要求に関連してデータが利用可能にな
った時点で、パリティを生成させ、記憶させることによ
って従来、満たされてきた。

【０００６】この方法は、パリティ装置が多くのデータ
装置と関連するので、潜在的に大きなオーバヘッドの問
題を提起する。然し、これは、１つのパリティ装置に関
連した全てのデータ記憶装置に同時に書き込まれる場合
（その結果、パリティ・データか各データ記憶装置に関
するパリティ・データの集合から成る）、余分なオーバ
ーヘッドの問題を提起しない可能性が高いが、これは、
比較的短いアクセスが全ての装置へのアクセスを背負い
込むわけではないので、一般的には希なケースであ
る。。この場合、パリティ・データ生成に当たっては、
アドレスしていない装置に記憶中の既存データを使用し
ての回復動作、又はアドレスした記憶装置に新しいデー
タを書込み以前に、その装置に記憶中の既存データと共
にその既存データグループに対する既存パリティの読取
り動作が必要になる。

【０００７】ある状況では、短い転送長に対するパリテ
ィ更新のオーバーヘッドが受け入れられない場合があ
る。同様に、短い転送のシーケンスに分割された長い転
送の場合も受け入れられない（例えば、ホストファイル
・システムの場合）。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】本発明の１つの目的
は、パリティデータを生成するのに必要なディスクに対
する冗長なアクセスを削減ないし排除できる能力を有す
るキャッシュシステムを提供することである。本発明の
他の目的は、ディスクアレイにおけるデータ・ストライ
ドをキャッシュメモリ内のデータユニットとして構成で
きる能力を有するキャッシュシステムを提供することで
ある。

【０００９】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明によるキャッシュシステムは、ホストシステ
ムとディスクアレイ間で転送したデータを保持するため
のキャッシュメモリを有し、そのディスクアレイは、デ
ータをストライドの形態で記憶している複数のディスク
記憶装置から成る。各データ・ストライドは、アレイ内
の２個以上の記憶装置の各々に記憶されている１つのマ
ルチセクタのデータ・ユニット（すなわちデータ・スト
ライプ）と、アレイ内の他の１つの記憶装置に記憶され
ている１つの関連したマルチセクタ・パリティブロック
とから成る。キャッシュシステムは、各記憶装置内の上
記各データ・ユニットと上記関連パリティブロックとを
リンクさせてキャッシュ内においてストライドをキャッ
シュ・データユニットとして構成する管理手段を有す
る。このキャッシュ・データユニットは、キャッシュシ
ステム内では単一のデータとして纏めて処理される。

【００１０】ホストからのアクセスはデータ及び関連パ
リティを記憶するキャッシュメモリに向けられる。本発
明では、キャッシュ・データユニット（以下、単にキャ
ッシュユニットとも呼ぶ）は、最短データ転送のサイズ
に基づいて構成されるのではなく、データブロック（ス
トライプ・グループに相当）及び関連パリティブロック
（キャッシュ内のストライドとして）に基づいて構成さ
れる。実施例においては、一例として、キャッシュユニ
ットは３個の４Ｋバイト・ブロックと１個の４Ｋバイト
・パリティブロックから成る。

【００１１】望ましいキャッシュシステムでは、ホスト
からアドレスされたデータを有するキャッシュユニット
は、キャッシュユニットの最新使用を示す最高使用頻度
順位リスト（ＭＲＵリストとも呼ぶ）上において最上位
に登録される。ホストからの書込みデータがこのキャッ
シュユニット内において先行アクセスにより記憶された
データ側近に記憶される。次に、別のキャッシュユニッ
トがアドレスされたと仮定すると、未使用のキャッシュ
ユニットがＭＲＵリスト上において最下位へ向けてさら
に押し下げられる。この方法でキャッシュを使用するこ
との利点は、キャッシュ内でのデータへのアクセスが全
くランダムでなくて、ある程度の連続的なアクセス（時
間に直接関係する必要はない）であり、かつ、キャッシ
ュのサイズが充分に大きい場合には、ＭＲＵリストの最
下位に向かって存在する複数のキャッシュユニットが有
効なデータの全セットを記憶している可能性は高くなる
ことである。１つのキャッシュユニットの全てのデータ
がキャッシュ内に駐在しているならば、さらなるデータ
アクセスなしで更新可能なパリティと共に、このキャッ
シュデータをディスクアレイにコミッテング（すなわち
ダウン・ローデング）することが可能になる。従って、
キャッシュシステムのない場合にパリティを生成するた
めに必要な冗長アクセスが排除される。１つのキャッシ
ュユニットの全データがキャッシュ内に駐在していない
場合、更新パリティデータを生成するためにディスクの
データをアクセスする必要が生じる。しかし、必要な冗
長アクセスの数はシステム能力の改良によって大きく減
少させられる。

【００１２】冗長アクセスを減少又は排除するに必要な
キャッシュのサイズはホストによって要求されたデータ
アクセスの性質に依存する。データの要求が本来大き
く、連続的なら、このディスク装置への冗長アクセスを
実質的になくすために必要なキャッシュメモリの容量
は、データ要求が大きくランダムである場合より小さい
ものとなる。

【００１３】キャッシュシステムの採用では、データを
防護されていないメモリに入れさせないことが重要であ
る。望ましいキャッシュシステムは、必要な信頼性を確
保できるキャッシュメモリのデュアルタイプで不揮発性
素子を使用する。電力系統やハードウェアの故障の場合
には、データはシステムが再機能するまで保存される。
（単一の）装置の故障の場合には、損失したデータの再
生成はパリティ生成の従来方法と類似方法でおこなわれ
る。

【００１４】

【実施例】以下に説明するのは、本発明のキャッシュシ
ステムをホストプロセッサで実行するソフトウェアにお
いて実施したものである。図１はホストバス１５を介し
てアレイアダプタ２０へ接続したホストシステム１０か
ら構成するデータ処理システムを示す。このアダプタも
通信リンク２５を介してディスクアレイ３０に接続され
ている。アレイ３０は４個の磁気ディスク型のデータ記
憶装置３４、３６、３８、４０及び関連アレイ・コント
ローラ３２から成る。また、ホストバスには、不揮発性
キャッシュメモリ５０が接続され、このキャッシュメモ
リは、ホストとディスクアレイのディスク記憶装置間で
転送するデータを保持するために使用される。

【００１５】図２は、本発明のキャッシュシステムに関
連して使用されるアレイのディスク記憶装置にデータを
ストライドの形式で記憶させる方法を示す。図２におい
て、垂直の太い線分で区分された２つのデータ・ストラ
イドが、各ディスク記憶装置３４、３６、３８、４０に
おいて、各ディスクＡ，Ｂ，Ｃ，Ｐ上の各データ記憶ト
ラック３５、３７、３９、４１上に各ストライプ６０の
形で記憶される。１つのストライドの各ディスク毎の部
分であるストライプ６０は、図２では３セクタ（３×５
１２バイト）のデータ長である。第１番目のデータ・ス
トライドは、ディスクＡ上の３個のＡ１セクタ、ディス
クＢ上の３個のＢ１セクタ、ディスクＣ上の３個のＣ１
セクタ、及びパリティディスクＰ上の３個の関連のパリ
ティセクタＰ１のデータから成る。同様に、第２番目の
データ・ストライドは、各ディスクＡ、Ｂ、Ｃ及びＰ上
の３個のＡ２、３個のＢ２、３個のＣ２、及び３個のＰ
２のセクタ・データから成る。従来のディスクアレイシ
ステムでは、例えば、ホストからセクタ７０、７１、７
２、７３への新データの書き込み要求は、第１データ・
ストライドの残りのセクタ上のデータを各ディスクから
読み取り、新パリティデータを算出し、新データをセク
タ７０、７１、７２、７３に書き込み、そして新パリテ
ィを書き込む動作を含んでいる。

【００１６】ホストから入来したデータ要求がキャッシ
ュシステムによりどのように処理されるかについて図
３、図４及び図５を参照して説明する。図３は、本発明
を実施するホストコンピュータ・プログラムにより関連
の制御情報を記憶するために使用される複数の記憶区域
（コントロールブロック）の相関関係を示したものであ
る。図５は、記述されているコントロールブロックに対
する相関関係を含む（要求側タスク及びサーバタスクに
細分化した）プログラム構造を示す。

【００１７】図３を参照して説明する。先ず、ホスト１
０から入来した要求がＩＯパケットの待ち行列（ＧＰｉ
ｎ）１００（図５参照）に登録され、ホストは、その要
求の成功／失敗を知らせるステータスの返送を待つ（Ｇ
Ｐｏｕｔ）。待ち行列から読み取られた要求のゲット／
プットパケット（ＧＰＢＬＫ）がそれぞれのディスク記
憶装置で遂行すべきサブタスクに分割され各サブタスク
対応する各ジョブＩ／Ｏコントロールブロック（ＪＩＯ
Ｂ）１２０、１２２、１２４にストライプされる。これ
ら全てのサブタスク、すなわち、全ＪＩＯＢ、の完了に
よりホストからのデータ要求が初めて完了されたことに
なる。これらのＪＩＯＢの各々は、全データ転送要求に
応答して単一ストライプ内に駐在する全データを転送さ
せるが、ストライプ境界を越えて駐在するデータを転送
させないようにストライプされる。従って、各ＪＩＯＢ
は、各ストライプ、転じて、ストライプコントロール・
ブロック（ＳＣＢ）、と１対１で対応する（後述のフォ
マット及び機能の説明を参照されたい）。これらＪＩＯ
Ｂの進行状態をトラッキングするために、各ＪＩＯＢを
単一の親ジョブコントロール・ブロック（ＪＣＢ）１１
０に関連づける。このＪＣＢ１１０は、各データ要求タ
スク毎に、生成される。ＪＣＢ１１０の管理下にあるＪ
ＩＯＢの各々は、待ち行列で待機し、図５でキャッシュ
マネージャと図示したキャッシュ管理手段によって処理
される。１つのＪＩＯＢの実行に必要な全データがキャ
ッシュメモリに駐在しているならば、そのＪＩＯＢは直
ちに完了することができる。必要なデータの一部しかキ
ャッシュ内に駐在していないか又はそのデータが全然駐
在していない場合には、そのデータは（読取り要求の場
合にのみ）例えばディスクＡからフェッチしなくてはな
らない。キャッシュ管理手段は、各キャッシュコントロ
ール・ブロック（ＣＣＢ）１５０の二重リンク・リスト
から成り、そのリストは、最高使用頻度順位付け体系
（ＭＲＵ）で維持される。後述のフォマット及び機能の
説明から判るように、各ＣＣＢは各ストライド毎に、す
なわちキャッシュユニット毎に、生成され、アレイ・デ
ィスクドライブ数に相当する数のストライプコントロー
ル・ブロック（ＳＣＢ）を選択的にリンクしてストライ
ド単位でのデータキャッシュイングを可能にする。キャ
ッシュ管理手段は、後で、さらに説明する。

【００１８】１つのＪＩＯＢを完了させるためには、さ
らに細分化が行われ、各ディスクに対応するストライプ
ＩＯ要求（ＳＩＯＢ）１６０、１６２、１６４のメニュ
が生成される。１つのストライドのディスク毎の部分で
ある各ストライプは、ストライプ・コントロールブロッ
ク（ＳＣＢ）と呼ぶ１つのコントロールブロック１３
０、１３２、１３４又は１３６に関連する。このＳＣＢ
は、関連するメモリ区域（すなわちストライプデータ・
ブロック「ＳＤＢ」）のステータスを記憶し、共通のス
トライプについてＩ／Ｏ要求する複数のＪＩＯＢを待ち
行列で処理するのを可能にする。生成された各ＳＩＯＢ
は、次の実行のディスクＩＯ待ち行列に入れられる。

【００１９】１つのＳＩＯＢが処理完了する時点で、こ
れらのＳＩＯＢを生成した元のＳＣＢが更新され、ステ
ータスが集められる。このようにして、全てのＳＩＯＢ
が完了すると、待ち行列状態にある次順位のＪＩＯＢが
処理可能となる。１つのＪＩＯＢが処理完了する時点
で、これらのＪＩＯＢを生成した元のＪＣＢが更新さ
れ、ステータスが集められる。全てのＪＩＯＢが完了す
ると、ホスト要求が完了したことになる。ステータス
は、要求が入来したときのＧＰパケットの形でホストに
戻される。

【００２０】本発明の実施例で使用した各コントロール
ブロックのフォーマット及び機能について説明する。 １．ゲット／プット パケット・ブロック − ＧＰＢ
ＬＫ これはホストアプリケーションからの要求を受けるため
に使用されるパケットである。各個別のアクセスからの
併合したステータスもこのパケットに戻される。

【００２１】 フォマット ＧＰＢＬＫ＿ｒｗｆｌａｇ ＧＰＢＬＫ＿ｌｅｎｇｔｈ ＧＰＢＬＫ＿ｄｉｓｋａｄｄｒ ＧＰＢＬＫ＿ｐａｒａｍＩＤ ＧＰＢＬＫ＿ｂｕｆｆｅｒｐｔｒ ＧＰＢＬＫ＿ｒｅｔｕｒｎｃｏｄｅ

【００２２】機能の説明 ＧＰＢＬＫ＿ｒｗｆｌａｇ：ホストの要求が読取りか書
込みかを指定する。 ＧＰＢＬＫ＿ｌｅｎｇｔｈ：セクタ数で表わしたアクセ
スの長さ。 ＧＰＢＬＫ＿ｄｉｓｋａｄｄｒ：要求の開始の（アレイ
における）仮想セクタ数。 ＧＰＢＬＫ＿ｐａｒａｍＩＤ：完了ステータスを戻すた
めのタグＩＤ。 ＧＰＢＬＫ＿ｂｕｆｆｅｒｐｔｒ：データ区域の開始点
のホストにおける物理アドレス。 ＧＰＢＬＫ＿ｒｅｔｕｒｎｃｏｄｅ：ホストへ戻るため
の各個別要求の併合したステータスを含む。

【００２３】 ２．ジョブコントロール・ブロック − ＪＣＢ ジョブコントロール・ブロックは、細分化されたＪＩＯ
Ｂの各々に対する親であり、ユーザの要求（入力ＧＰＢ
ＬＫ）と１対１の対応関係を有する。各ＪＩＯＢの完了
はＪＣＢ＿ｃｏｕｎｔｅｒを減少させ、ステータスを現
行ステータスと併合させる。

【００２４】 フォマット ＪＣＢ＿ｃｏｕｎｔｅｒ ＪＣＢ＿ｗａｉｔＡＬＬｓｅｍ ＪＣＢ＿ｗａｉｔＡＬＬｈａｎｄｌｅ ＪＣＢ＿ｒｅｔｕｒｎｃｏｄｅ

【００２５】機能の説明 ＪＣＢ＿ｃｏｕｎｔｅｒ：ステータスがホストに戻るこ
とができる前に完了させる必要がある未完成ＪＩＯＢの
数を維持する。 ＪＣＢ＿ｗａｉｔＡＬＩｓｅｍ及びＪＣＢ＿ｗａｉｔＡ
ＬＬｈａｎｄｌｅ：未決の副要求の全ての完了までホス
ト要求を保留するために使用される信号及びハンドル。 ＪＣＢ＿ｒｅｔｕｒｎｃｏｄｅ：副要求の全ての併合し
たステータス。

【００２６】 ３．ジョブＩ／Ｏコントロールブロック − ＪＩＯＢ ＪＩＯＢはホスト要求の一部分を有するが、単一のスト
ライプ内に含まれる。

【００２７】 フォマット ＪＩＯＢ＿Ｑｐｔｒｓ ＪＩＯＢ＿ｒｗｆｌａｇ ＪＩＯＢ＿ｄｅｖｉｃｅ ＪＩＯＢ＿ｄｉｓｋａｄｄｒ ＪＩＯＢ＿ｌｅｎｇｔｈ ＪＩＯＢ＿ｂｕｆｆｅｒｐｔｒ ＪＩＯＢ＿ＪＣＢｐｔｒ ＪＩＯＢ＿ＳＣＢｐｔｒ

【００２８】機能の説明 ＪＩＯＢ＿Ｑｐｔｒｓ：種々の待ち行列内でＪＩＯＢの
待ち行列を可能とする。 ＪＩＯＢ＿ｒｗｆｌａｇ：Ｄ
ＡＳＤに対するこのＩＯ要求が読取りか書込みか 示
す。 ＪＩＯＢ＿ｄｅｖｉｃｅ：これは、要求が関係づけられ
る必要な物理装置である。 ＪＩＯＢ＿ｄｉｓｋａｄｄｒ：これは、転送開始点の装
置の物理セクタアドレスである。 ＪＩＯＢ＿ｌｅｎｇｔｈ：これはセクタにおける転送の
長さである。この長さは、ストライプ境界が越えられる
ことがないようなものである点に注意。 ＪＩＯＢ＿ｂｕｆｆｅｒｐｔｒ：このサブタスクに対す
るデータの開始点のホストにおいて演算した新たなアド
レスである。 ＪＩＯＢ＿ＪＣＢｐｔｒ：このサブタスクが発生した親
ＪＣＢへ戻るポインタ。 ＪＩＯＢ＿ＳＣＢｐｔｒ：このＪＩＯＢが関連するＳＣ
Ｂにたいするポインタ。

【００２９】 ４．キャッシュコントロール・ブロック − ＣＣＢ キャッシュコントロール・ブロックは、二重リンクリス
ト内に登録され、ディスクドライブ数に相当する数のス
トライプコントロール・ブロック（ＳＣＢ）（装置）を
機能的に連結する。このＣＣＢの利用により、ストライ
ド単位でのキャッシュが可能になる。

【００３０】 フォマット ＣＣＢ＿Ｑｐｔｒｓ ＣＣＢ＿ＩｎＵｓｅｆｌａｇ ＣＣＢ＿ｈａｓｈｐｔｒ ＣＣＢ＿ｓｔｒｉｄｅａｄｄｒ ＣＣＢ＿ＳＣＢｐｔｒ［０］ ＣＣＢ＿ＳＣＢｐｔｒ［１］ ＣＣＢ＿ＳＣＢｐｔｒ［２］ ＣＣＢ＿ＳＣＢｐｔｒ［ｎ］

【００３１】機能の説明 ＣＣＢ＿Ｑｐｔｒｓ：ＣＣＢリストとフリーＣＣＢ待ち
行列を維持するためのリンクポインタ。 ＣＣＢ＿ＩｎＵｓｅｆｌａｇ：現在使用中のＣＣＢの解
除をさけるための防護。 ＣＣＢ＿ｈａｓｈｐｔｒ：ハッシュテーブル内の衝突を
可能にする。もし有効ら、このハッシュ位置に存在した
可能性のある次のＣＣＢをこれがポイントす。 ＣＣＢ＿ｓｔｒｉｄｅａｄｄｒ：特定のストライドアド
レスを保持する。ハッュ「衝突」の可能性ゆえに必要と
される。 ＣＣＢ＿ＳＣＢｐｔｒ［ｎ］：ポインタのアレイで、初
め空白 で、関連のストライプコントロール・ブロック
（ＳＣＢ）を参照する。１ディスクドライブ毎に１つの
ポインタ。

【００３２】 ５．ストライプコントロール・ブロック − ＳＣＢ ストライプコントロール・ブロックは、ストライプデー
タ・ブロック（ＳＤＢ）とも呼ばれているキャッシュメ
モリのステータスを記憶する。ＳＣＢとＳＤＢの間には
１対１の関係があるが、ＳＤＢは対応のＳＣＢが存在す
るなら必ずしも存在することはない。ＳＤＢ／ＳＣＢメ
モリのアロケーションは動的計画に基づいている。

【００３３】 フォマット ＳＣＢ＿Ｑｐｔｒｓ ＳＣＢ＿ｖａｌｉｄｍａｓｋ ＳＣＢ＿ｍｏｄｉｆｉｅｄｍａｓｋ ＳＣＢ＿ＩＯｓｔａｔｅ ＳＣＢ＿ｃｏｕｎｔｅｒ ＳＣＢ＿ＳＩＯＢＱｐｔｒｓ ＳＣＢ＿ＲｗａｉｔＱｐｔｒｓ ＳＣＢ＿ＷｗａｉｔＱｐｔｒｓ ＳＣＢ＿ｄａｔａｐｔｒ ＳＣＢ＿ｒｅｔｕｒｎｃｏｄｅ

【００３４】機能の説明 ＳＣＢ＿Ｑｐｔｒｓ：フリーＳＣＢのリストを維持する
ために使用される。 ＳＣＢ＿ｖａｌｉｄｍａｓｋ：有効か不要か、ストライ
プデータ・ブロック（ＳＤＢ）に保持された各セクタを
識別する。１セクタに対し１ビット。 ＳＣＢ＿ｍｏｄｉｆｉｅｄｍａｓｋ：数カ所でディスク
に保存される必要のあＳＤＢ内のセクタを識別（どのＤ
ＡＳＤセクタが無効となったか）する。 ＳＣＢ＿ＩＯｓｔａｔｅｓ：４つのＳＣＢ状態（アイド
ル、読取り待ち、書込み待ち、コミット待ち）の１つを
識別する。 ＳＣＢ＿ｃｏｕｎｔｅｒ：ＳＣＢがアイドル状態にもど
る前に実行する必要がある未完成なＤＡＳＤ要求（ＳＩ
ＯＢ）のカウントを維持する。 ＳＣＢ＿ＳＩＯＢＱｐｔｒｓ：これは、ＳＩＯＢの一時
的にリンクしたリスト（メニュ）のヘッドである。 ＳＣＢ＿ＲｗａｉｔＱｐｔｒｓ：これは、保留したＪＩ
ＯＢのリンクしたリスのヘッドであり、関連したＳＤＢ
での読取りオペレーションを要求した。ＳＣＢ＿ｃｏｕ
ｎｔｅｒがゼロにもどる時のみ、これらの要求が満たさ
れる。 ＳＣＢ＿ＷｗａｉｔＱｐｔｒｓ：読取り待ち行列と同様
であるが、これらのＪＯＢ全ては書込みオペレーション
を要求した。これらは全ての読取りオペレーョンが完了
した後にのみ実行可能である。 ＳＣＢ＿ｄａｔａｐｔｒ：これはストライプデータ・ブ
ロック（ＳＤＢ）をポントする。ＳＤＢがこのＳＣＢに
割り当てられていない場合、ポインタは空白なる。 ＳＣＢ＿ｒｅｔｕｒｎｃｏｄｅ：この副要求を満たすた
めに発生させられたＳＯＢからの併合したステータスを
維持する。

【００３５】 ６．ストライプＩ／Ｏブロック − ＳＩＯＢ ストライプＩ／ＯブロックはＤＡＳＤへ送った待ち行列
状態の要求であり、その目的は、ＤＡＳＤから非キャッ
シュセクタをフェッチするか又はキャッシュセクタをＤ
ＡＳＤへ記憶させるかである。オリジナルのＪＩＯＢは
１ストライプに含まれるので、ＪＩＯＢから生成された
ＳＩＯＢの数は多くともＮ／２となる。ここで、Ｎは、
１ストライプ当たりのセクタの数である。

【００３６】 フォマット ＳＩＯＢ＿Ｑｐｔｒｓ ＳＩＯＢ＿ｒｗｆｌａｇ ＳＩＯＢ＿ｄｅｖｉｃｅ ＳＩＯＢ＿ｄｉｓｋａｄｄｒ ＳＩＯＢ＿ｌｅｎｇｔｈ ＳＩＯＢ＿ｂｕｆｆｅｒｏｆｆｓｅｔ ＳＩＯＢ＿ＳＣＢｐｔｒ

【００３７】機能の説明 ＳＩＯＢ＿Ｑｐｔｒｓ：多種の待ち行列の１つにおける
ＳＩＯＢを維持する。 ＳＩＯＢ＿ｒｗｆｌａｇ：この要求が読取りか書込みか
示す。 ＳＩＯＢ＿ｄｅｖｉｃｅ：物理ＤＡＳＤ装置番号を参照
する。 ＳＩＯＢ＿ｄｉｓｋａｄｄｒ：要求を開始するための上
記ＤＡＳＤの物理ＬＢＡ（ディスク・アドレス）。 ＳＩＯＢ＿ｌｅｎｇｔｈ：要求アクセスのセクタ 数 。
これはストライプの境界が越えられることがなく、しか
もキャッシュの有効で修正したデータもＤＡＳＤ読取り
要求に重ね書込みされないものである。 ＳＩＯＢ＿ｂｕｆｆｅｒｏｆｆｓｅｔ：データ転送を開
始するＳＤＢの開始位置（ＳＣＢ＿ｄａｔａｐｔｒ）か
らのセクタ内のオフセットである。（ＮＢ．ＳＣＢ＿ｄ
ａｔａｐｔｒは、ＳＤＢがまだ割り当てられてない場合
この時点で空白となる。） ＳＩＯＢ＿ＳＣＢｐｔｒ：このＳＩＯＢが発生した親Ｓ
ＣＢへのポイントをおこなう。

【００３８】再び、キャッシュ管理手段の機能について
説明する。この管理手段は「最新使用頻度順位」のアル
ゴリズムに基づいて動作する。ホストから入来したデー
タ要求（読取り又は書込み）は、先ず、キャッシュメモ
リが先行の要求によって既に割り当てられていたかどう
かをチェックされる。割り当てられていなかった場合に
は、キャッシュメモリ域をデータ記憶用に割り当てる試
みがなされ。この試みが失敗なら、そのコマンドはメモ
リが利用可能になるまで保留される。

【００３９】要求されたデータに対応するメモリ域が既
に存在する場合、又は、上記割り当てが成功した場合、
そのホスト要求は、このキャッシュメモリについて動作
を開始する。読取り要求に対応するデータがディスクで
既に更新されてキャッシュ内で現在有効でない場合、要
求データをホストアプリケーションにコピーする前にデ
ィスクからキャッシュメモリにディスクＩＯを実行す
る。書込み要求は単に、そのアプリケーションからのデ
ータをキャッシュメモリ（急速書込みバッファとして作
用）にコピーする。

【００４０】キャッシュコントロール・ブロック（ＣＣ
Ｂ）は、１つのストライド内の個々のストライプを一緒
に処理することを可能とする。これらＣＣＢは、最高使
用頻度（ＭＲＵ）から最低使用頻度（ＬＲＵ）の順に順
序づけられた二重リンクのリストに登録される。１つの
ＣＣＢの管理下にあるストライド・データの少なくとも
一部へのアクセスは、そのＣＣＢをＣＣＢリスト内の最
高位位置へ移動させることになる。その結果、未使用の
ＣＣＢ並びにその管理下の対応ストライプコントロール
・ブロック（ＳＣＢ）及びストライプデータ・ブロック
（ＳＤＢ）は、ＣＣＢリストの最低位位置へ押し下げら
れることになる。これらのＣＣＢはＤＡＳＤへコミット
（すなわちダウンロード）するための候補となり、キャ
ッシュメモリ区域を解放できるようになる。

【００４１】ＣＣＢリストの急速検索はハッシュ方法に
よって行われる。図４のブロック図に示すように、現在
の要求のストライドアドレスをハッシュし、得られたフ
ァンクションリターン値をハッシュテーブルへのインデ
ックスとして使用する。ハッシュテーブルはＣＣＢリス
ト内に登録されたＣＣＢに対するポインタのアレイであ
る。エントリが空白なら、ＣＣＢはそのリスト内に存在
しない。そのテーブルがＣＣＢをポイントしているな
ら、ストライドアドレスを比較しなくてはならない。こ
れは、多くのストライドアドレスを単一のハッシュテー
ブル・エントリに写像することができる。これらの「衝
突」は側鎖によって処理される。ハッシュテーブルによ
って引用された初めのＣＣＢは、異なったストライドア
ドレスで、共通のハッシュ値を有するＣＣＢのポテンシ
ャルリストのヘッドであるポインタを持つ。ＣＣＢの存
在／不在を確認するために、この側鎖をトラバースさ
せ、ストライドアドレスを比較しなければならない。一
般的に、この側鎖の長さは短く、供給されたハッシュテ
ーブルは大きく、かつハッシュファンクションは衝突を
最小にするように選択される。

【００４２】本発明を実施するコンピュータプログラム
は２つの主タスクに分割される。それは、ホストからの
要求及びディスクＩＯ要求に対するサービスをそれぞれ
個別に担当する。これらの２つのタスクは要求側タスク
およびサーバタスクと称される。図５は、このタスクと
コントロールブロック間のオペレーション上の関係を有
する本発明によるキャッシュシステムの構造をブロック
図で示したものである。

【００４３】要求側タスクはユーザアプリケーション要
求のサービスを担当し、できるかぎりその要求を進める
ように試みる。ディスクＩＯあるいはキャッシュメモリ
のようなリソースが必要とされ、しかも現在有効でない
なら、部分的に完了した要求を後続する処理のために多
数の待ち行列の１つに入れる。図５では、要求側タスク
を、アレイマネージャ２２０とキャッシュマネージャ２
４０の２つの一次ファンクションに細分化したものを示
す。要求側タスクの連続的な指示をリスト化したものは
添付の表７に示す。

【００４４】サーバタスク（図５では２００）は待ちデ
ィスクＩＯ要求のサービスを行う。この要求ディスクＩ
Ｏの完了時には、サーバが関連のコントロールブロック
のステータスを更新することにより、要求側タスクは間
接的にその完了を知らせられる。サーバタスクの連続的
な指示をリスト化したものは添付の表８に示す。

【００４５】背景処理２６０も２つの一次ファンクショ
ンを有する。つまり、（１）ＭＲＵリストの底部のＣＣ
Ｂをディスクアレイにコミットさせ、それによりキャッ
シュリソースを解放する、（２）キャッシュリソースが
利用可能な時、ＳＣＢ待ち行列からＳＣＢを取り除き、
ＳＤＢをそこに割り当てる。ＣＣＢをディスクにコミッ
トさせるプロセスの一部分として、背景処理は必要に応
じてディスクからのデータ読取りを有するパリティ生成
を実行する。この背景処理の指示をリスト化したものを
添付の表９に示す。

【００４６】図５に示すように、ＧＰパケット１００
は、アレイマネージャ２２０によって複数のＪＩＯＢ１
２０、１２２、１２４に細分化されてＪＩＯＢ待ち行列
に登録される。キャッシュマネージャはこのＪＩＯＢを
処理し、ディスクＩＯ待ち行列に登録される複数のＳＩ
ＯＢ１６０、１６２、１６４を生成し、続いてサーバタ
スク２００によって処理される。ＳＩＯＢが完了する
と、このサーバタスクはＳＣＢ１３０、１３２、１３
４、１３６を更新する。

【００４７】本発明のキャッシュシステムを使用して、
読取り／書込みのシナリオの一例を以下に説明する。こ
のシナリオ例を充分に理解するために、表７〜９を参照
されたい。

【００４８】１．ホスト要求がＲＥＡＤ要求であり、か
つ、要求された全セクタのデータがキャッシュに駐在し
ている場合： ホスト要求が直ちに実行され完了する。

【００４９】２．ホスト要求がＲＥＡＤであり、ＳＣＢ
がＩＤＬＥ又はＷａｉｔＷｒｉｔｉｎｇであり、かつ、
全セクタがキャッシュに駐在していない（すなわち、有
効ではない）場合： ＩＯ状態をＷａｉｔＲｅａｄｉｎｇにセットし、ＪＩＯ
Ｂを待ち行列に入れて、−＞ＳＣＢＲｅａｄＷａｉｔＱ
にし、全セクタをストライプ（次の３．を参照）に読み
取るために必要なＳＩＯＢのメニュを生成し、そして、
ＳＤＢの割り当てが成功したならば、ディスクＩＯを開
始（ＳＩＯＢをディスクＩＯＱへｍｏｖｅ）、そうでな
いならば、−＞ＳＣＢＷａｉｔＱにする（つまり、ＳＤ
Ｂが有効になるまでアクセスを延期する）。

【００５０】３．ホスト要求がＲＥＡＤであり、ＳＣＢ
がＷａｉｔＲｅａｄｉｎｇであり、かつ、全セクタが有
効でない場合： ＩＯ状態をＷａｉｔＲｅａｄｉｎｇへセットさせる以前
のアクセスがこのホスト要求をも満たすものと仮定する
と、ＪＩＯＢを待ち行列に入れて、−＞ＳＣＢＲｅａｄ
ＷａｉｔＱにする。

【００５１】４．ホスト要求がＲＥＡＤであり、ＳＣＢ
がＷａｉｔＣｏｍｍｉｔｔｉｎｇであり、かつ、全セク
タが有効でない場合： 唯一のＳＩＯＢメニュ待ち行列がコミットに使用されて
いるので未だに要求へのサービスが不可能であり、従っ
て、ＪＩＯＢを待ち行列に入れて、−＞ＳＣＢＲｅａｄ
ＷａｉｔＱにする。

【００５２】５．ホスト要求がＷＲＩＴＥ、ＳＣＢがＩ
ＤＬＥ、かつ、ＳＤＢが有効の場合：この要求の全体が
成就される。

【００５３】６．ホスト要求がＷＲＩＴＥ、ＳＣＢが待
ち（読取り／書込み／コミット）の状態の場合： ＪＩＯＢを待ち行列に入れて、−＞ＳＣＢＷｒｉｔｅＷ
ａｉｔＱにする。（注意：ホスト以外により開始された
キャッシュ読取りが有効なキャッシュデータに重ね書き
しないように、全Ｒｅａｄが完了しない限りＷｒｉｔｅ
は許可されない。）

【００５４】７．ホスト要求がＷＲＩＴＥ、ＳＣＢがＩ
ＤＬＥ、かつ、利用可能なＳＤＢが無い場合： ＪＩＯＢを待ち行列に入れてＳＣＢ−＞ＳＣＢＷｒｉｔ
ｅＷａｉｔＱにし、ＳＣＢを待ち行列に入れて−＞ＳＣ
ＢＷａｉｔＱにし、かつ、状態をＷａｉｔＷｒｉｔｉｎ
ｇにセットする（ＳＤＢが有効になるまで全アクセスを
延期）。

【００５５】ＳＣＢから生成された複数のＳＩＯＢのう
ちの最終ＳＩＯＢが完了の後（ＳＣＢカウンタ＝０）、
次がおこなわれる。

【００５６】８．ＳＣＢがＷａｉｔＲｅａｄｉｎｇなら
ば、ＳＣＢＲｅａｄＷａｉｔＱの全ＪＩＯＢを完了する
ことが可能になる。（要求された全セクタが有効とな
る）（上記３から再開始）

【００５７】９．ＳＣＢがＷａｉｔＣｏｍｍｉｔｔｉｎ
ｇならば、ＳＣＢＲｅａｄＷａｉｔＱに待ち行列してい
た全ＪＩＯＢを初めから再開始する。（ＳＩＯＢメニュ
を設立するため必要）（上記４．を再開）

【００５８】１０．ＳＣＢがＷａｉｔＲｅａｄｉｎｇな
らば、ＳＣＢＷｒｉｔｅＷａｉｔＱに待ち行列していた
全ＪＩＯＢを完了することが可能になる。（全 Ｒｅａ
ｄが終了したのちにのみＷｒｉｔｅを許可）（上記６．
を再開）

【００５９】１１．ＳＣＢがＷａｉｔＣｏｍｍｉｔｔｉ
ｎｇ／Ｗｒｉｔｉｎｇならば、ＳＣＢＷｒｉｔｅＷａｉ
ｔＱの全ＪＩＯＢを初めから再開始する。（上記６．を
再開）

【００６０】背景処理はＳＣＢＷａｉｔＱに待ち行列し
ていたＳＣＢを再開始させる試みをする。ＳＣＢがこの
待ち行列に存在するするならば、ＳＤＢが利用可能にな
った−

【００６１】１２．ＳＣＢがＷａｉｔＲｅａｄｉｎｇ
（Ｒｅａｄ ＯＮＬＹ又はＲｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ）なら
ば、ディスクＩＯを再開する（ＳＩＯＢをｄｉｓｋＩＯ
Ｑに移動）。（上記２．または７．を再開）。

【００６２】１３．ＳＣＢがＷａｉｔＷｒｉｔｉｎｇ
（Ｗｒｉｔｅ ＯＮＬＹ）ならば、ＳＣＢＷｒｉｔｅＷ
ａｉｔＱの全ＪＩＯＢを完了することが可能になる。
（上記７．の完了）

【００６３】本発明をホストソフトウェアの実行に関し
て説明したが、これはある環境では多くのホストバス・
トラフィックという結果となるので最適な解決でないこ
とは容易に想像できる。しかし、ここで説明したソフト
ウェアデザインは、ハードウェア及びソフトウェアによ
る割り込み機構に極めて似た「イベント駆動」の環境に
基づく。このデザインは、本発明の望ましい実施となり
得る専用の第二プロセッサに極めて近いマップである。

【００６４】 ［表１］ 要求側タスク ＩＯが活動するまでｗａｉｔ 装置ドライバからＩＯパケット（ＧＰ）をｇｅｔ 親ＪＣＢをｃｒｅａｔ ｎ ＪＩＯＢＳ（アレイマネージャ）にＧＰをｓｔｒｉｐｅ 各ＪＩＯＢをＪＩＯＢ待ち行列にｑｕｅｕｅ 実行ＪＩＯＢ待ち行列をｃａｌｌ 背景処理をｃａｌｌ ＪＣＢが完了（そのＪＣＢに関連したＡＬＬ ＪＩＯＢが完了）するまでｗａ ｉｔ ＩＯパケットを装置ドライバにｒｅｔｕｒｎ ｌｏｏｐ 実行ＪＩＯＢ待ち行列：（キャッシュマネージャ） ＪＩＯＢ待ち行列が空でない時、 少なくとも１ＣＣＢと１ＳＣＢが有効かｅｎｓｕｒｅ ｉｆそれが実行できない、 ｒｅｔｕｒｎ ＪＩＯＢ待ち行列からＪＩＯＢをｕｎｑｕｅｕｅ ストライドアドレスのハッシュ検索をｐｅｒｆｏｒｍ ｉｆキャッシュがミス（ＣＣＢが不在）、 ハッシュテーブルに新たなＣＣＢエントリ＆リンクをｉｎｉｔｉａｌ ｉｓｅ ｉｆ要求されたストライプ（装置）に対してＳＣＢが不在、 関連のＣＣＢエントリに新たなＳＣＢエントリ＆リンクをｉｎｉｔｉ ａｌｉｓｅ ｅｎｔｒｙ ｉｆ ＲＥＡＤ、 ｉｆ 必要とされるＡＬＬセクタがＳＤＢに存在／有効、 終了したＪＩＯＢをｃａｌｌ ｒｅｔｕｒｎ ｅｌｓｅ ＳＣＢのＲｅａｄＷａｉｔｑｕｅｕｅにＪＩＯＢをｑｕｅｕｅ ｉｆ ＳＣＢのＩＯ状態がＷａｉｔＲｅａｄｉｎｇまたはＷａｉｔＣｏｍｍ ｉｔｔｉｎｇ ｒｅｔｕｒｎ。 ｉｆ ＳＣＢのＩＯ状態がＷａｉｔＷｒｉｔｉｎｇまたはＩｄｌｅ、 ＩＯ状態をＷａｉｔＲｅａｄｉｎｇにｓｅｔ ディスク全てから読み取るのに必要なＳＩＯＢをｃｒｅａｔｅ セクタをｉｎｖａｌｉｄ なにも存在しないならＳＤＢを割り当てるａｔｔｅｍｐｔ ｉｆ失敗、 ＳＣＢをＳＣＢ待ちの待ち行列にｐｕｔ ｒｅｔｕｒｎ。 ｉｆ有効なＳＤＢを有する、 全ＳＩＯＢをディスクＩＯ待ち行列にｍｏｖｅ ｒｅｔｕｒｎ。 ｉｆ ＷＲＩＴＥ、 なにも存在しないならＳＤＢの割り当てをａｔｔｅｍｐｔ ｉｆ ＳＣＢのＩＯ状態が待ち（読取り／書込み／コミット）、 ＪＩＯＢをＳＣＢのＷｒｉｔｅＷａｉｔ待ち行列にｐｕｔ ｒｅｔｕｒｎ。 ｉｆ ＩＯ状態がアイドルでＳＤＢが存在しない、 ＪＩＯＢをＷｒｉｔｅＷａｉｔ待ち行列にｐｕｔ ＳＣＢをＳＣＢＷａｉｔ待ち行列にｐｕｔ ＩＯ状態をＷａｉｔＷｒｉｔｉｎｇにｓｅｔ ｒｅｔｕｒｎ。 ｉｆ ＩＯ状態がアイドルでＳＤＢが存在、 終了したＪＩＯＢをｃａｌｌ ｒｅｔｕｒｎ。

【００６５】 ［表２］ サーバタスク ディスクＩＯ待ち行列が空でない状態までｗａｉｔ 待ち行列空ＳＩＯＢをｒｅｍｏｖｅ ＤＡＳＤを新たなＬＢＡ（ディスクアドレス）にｓｅｔ ｉｆ ＲＥＡＤ、 ＤＡＳＤ Ｒｅａｄをｐｅｒｆｏｒｍ（そして完了をｗａｉｔ） ｉｆ ＷＲＩＴＥ、 ＤＡＳＤ Ｗｒｉｔｅをｐｅｒｆｏｒｍ（そして完了をｗａｉｔ） 終了したＳＩＯＢをｃａｌｌ ｌｏｏｐ 終了したＳＩＯＢ： ディスク（キャッシュミス）からブロックに読み込むために有効なビットをｓ ｅｔ ディスク（コミットされた）に書き込まれたブロック用に修正したビットをｃ ｌｅａｒ 親ＳＣＢカウンタ（未終了のＳＩＯＢの数）をｄｅｃｒｅｍｅｎｔ ｉｆ カウントがゼロになる、 ＲｅａｄＷａｉｔ待ち行列の全てのＪＩＯＢに対し、 ｉｆ ＩＯ状態が読み取り待ちの状態、 終了したＪＩＯＢをｃａｌｌ ｅｌｓｅ ＪＩＯＢをＪＩＯＢ待ち行列にｐｕｔ ｂａｃｋ ＷｒｉｔｅＷａｉｔ待ち行列の全てのＪＩＯＢに対し、 ｉｆ ＩＯ状態が読み取り待ちの状態、 終了したＪＩＯＢをｃａｌｌ ｅｌｓｅ ＪＩＯＢをＪＩＯＢ待ち行列にｐｕｔ ｂａｃｋ ＩＯ状態をアイドルにｓｅｔ 実行ＪＩＯＢ待ち行列をｃａｌｌ 背景処理をｃａｌｌ 終了したＪＩＯＢ： ｉｆ ＲＥＡＤ、 アプリケーションバッファにＳＤＢデータをｃｏｐｙ ｉｆ ＷＲＩＴＥ、 修正して、有効なマスクをｕｐｄａｔｅ アプリケーションバッファをＳＤＢにｃｏｐｙ カウントがゼロになるなら親ＪＣＢカウンタ（未終了ＪＩＯＢの数）をｄｅｃ ｒｅｍｅｎｔ、 信号ＪＣＢが完了（要求側タスクの待ち信号をｃｌｅａｒ）

【００６６】 ［表３］ 背景処理 ｉｆ ＳＣＢＷａｉｔ待ち行列になにかある、 ＳＤＢをｔｒｙしｇｅｔ、 ｉｆ成功、 ＳＣＢＷａｉｔ待ち行列からＳＣＢをｒｅｍｏｖｅ ｉｆ読取りを待つ、（つまり、読取り、そしてできれば書込み発生 ） ＳＩＯＢをディスクＩＯ待ち行列にｍｏｖｅ ｉｆ書込みを待つ、（つまり、ストライプにたいし読取りの発生な し） 書込み待ち行列内の全ＪＩＯＢと終了したＪＩＯＢをｃａｌｌ ｑｕｅｕｅ ＩＯ状態をアイドルにｓｅｔ いくつかのリソースが解放されているので、実行ＪＩＯＢ待ち行列をｃａｌｌ パリティが生成可能で後続とコミット可能なポイントにＣＣＢをＰｒｏｇｒｅ ｓｓ、 ディスクにＣＣＢをｔｒｙ、およびｃｏｍｍｉｔ、 ｂｙ： ＣＣＢチェーン（ＬＲＵからＭＲＵへ）のあるパーセンテージを ｓｃａｎｎｉｎｇ、 ｆｏｒ：− 何らかの理由で待っているＳＣＢを所有しないＣＣＢ、でそ のＣＣＢは修正済みデータブロックを有する少なくとも１つのＳＣＢを伴う４つ のＳＣＢ全てを有する。 このＣＣＢで、パリティをｇｅｎｅｒａｔｅ このＣＣＢに付属した修正データブロック（パリティストライプを含む ）を伴う各ＳＣＢにより、 ＩＯ状態をコミット待ちにｓｅｔ ディスクに全ての修正ブロックを書き込むのに必要なＳＩＯＢを ｃｒｅａｔｅ これらＳＩＯＢをディスクＩＯ待ち行列にｑｕｅｕｅ

【００６７】

【発明の効果】本発明のキャッシュシステムによれば、
リストの底部のキャッシュユニットをディスクにコミッ
トさせるとき、ストライドを作るデータの大部分がキャ
ッシュ内に存在する可能性が増大し、それゆえパリティ
データを生成するに必要なディスクへの冗長なアクセス
の数が減少あるいは無くなるという効果を有する。

【図面の簡単な説明】

【図１】ホストシステムがキャッシュとホストアダプタ
を介してディスクアレイに接続したデータ処理システム
を示すブロック図である。

【図２】図１のディスクアレイを作るデータ記憶装置の
トラック上のデータのストライドの配列を示す概略図で
ある。

【図３】本発明のキャッシュシステムによる制御ブロッ
クの組合せを有するデータ要求機構を示すブロック図で
ある。

【図４】本発明によるキャッシュシステムで使用される
ハッシュテーブルと側鎖を示す概略図である。

【図５】制御ブロックとの関係を含んだ本発明の実行で
使用されるタスクの構造を示すブロック図である。

【符号の説明】

１０ ホストシステム １５ ホストバス ２０ アレイアダプタ ２５ 通信リンク ３０ ディスクアレイ ３２ アレイコントローラ ３４ ディスク記憶装置 ３６ ディスク記憶装置 ３８ ディスク記憶装置 ４０ ディスク記憶装置 ５０ キャッシュメモリ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ニコラス・シェイラー イギリス、エスピーワン・スリーワイエ ー、ウィルトシャー州、サリスベリ、ス クール・レイン、ジ・オールド・スクー ル・ハウス（番地なし) (58)調査した分野(Int.Cl.⁶，ＤＢ名) G06F 12/08 320 G06F 3/06 540 G06F 12/16 320

Claims (4)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】第１、第２及び第３の少なくとも３個のデ
   ィスク型記憶装置上にデータがストライド単位で記憶さ
   れるディスクアレイであって各ストライドが少なくとも
   第１及び第２のディスク型記憶装置の各々に記憶された
   マルチセクタデータの各ユニット及び第３のディスク型
   記憶装置に記憶された関連のマルチセクタ・パリティブ
   ロックから構成されているディスクアレイ並びにホスト
   システムの間で転送されるデータを保持するためのキャ
   ッシュメモリと、該キャッシュメモリ内で単一のデータ
   として操作されるキャッシュデータ・ユニットの編成を
   管理するためのキャッシュ管理手段とを有するキャッシ
   ュシステムにおいて、 上記キャッシュ管理手段は、上記マルチセクタデータの
   各ユニットと上記関連のマルチセクタ・パリティブロッ
   クとを上記キャッシュメモリ内においてリンクさせてス
   トライド単位のデータをキャッシュデータ・ユニットと
   して構成する機能を有することを特徴とするキャッシュ
   システム。
2. 【請求項２】 上記キャッシュ管理手段は、キャッシュ
   データ・ユニット毎に生成され、上記ディスク型記憶装
   置の数に相当する数のストライプコントロール・ブロッ
   ク（ＳＣＢ）を選択的にリンクしてストライド単位での
   データキャッシュイングを可能にキャッシュコントロー
   ル・ブロック（ＣＣＢ）を含むことを特徴とする請求項
   １に記載のキャッシュシステム。
3. 【請求項３】 上記キャッシュシステムは、上記キャッ
   シュデータ・ユニットを最新使用頻度リストに登録する
   ように構成されており、上記キャッシュメモリ内の１つ
   のストライド単位のデータの一部分を要求するホスト要
   求に応答して、上記キャッシュデータ・ユニットを該最
   新使用頻度リストの最高位へ移動するための手段をさら
   に有することを特徴とする請求項１に記載のキャッシュ
   システム。
4. 【請求項４】 上記最新使用頻度リストの最低位に登録
   されたキャッシュデータ・ユニットを上記ディスク型記
   憶装置にコミットさせると共に、該キャッシュデータ・
   ユニットを該ディスク記憶装置にコミットさせる前に該
   キャッシュデータ・ユニットに関連のパリティデータを
   生成するために該ディスク型記憶装置上のデータ位置を
   判定するための手段を有することを特徴とする請求項３
   記載のキャッシュシステム。