JP2963470B2 - ディスクキャッシュサブシステムの制御方法 - Google Patents

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サブシステムの制御技
術に関し、特に、データの更新処理におけるエラー回復
に好適な技術に関する。

〔従来の技術〕

たとえば、電子計算機システムなどにおいては、シス
テムの中枢をなす中央処理装置に接続され、大量の情報
などが格納される外部記憶装置の一種として、一般に磁
気ディスクサブシステムを用いている。

すなわち、第５図に示されるように、電子計算機シス
テムの中枢をなす中央処理装置501には、当該中央処理
装置501の代わりに外部と図示しない主記憶との間など
の情報の授受を制御するチャネル502が設けられてお
り、このチャネル502には、磁気ディスク制御装置503お
よび磁気ディスク接続装置504を介して、記憶媒体とし
ての磁気ディスクを備えたｎ台の磁気ディスク記憶装置
505が接続されている。

そして、中央処理装置501において発生する外部記憶
装置に対する入出力要求は、チャネル202において、適
宜後述のような一連のチャネルコマンド、すなわちコマ
ンドチェインに展開され、当該コマンドチェインを磁気
ディスク制御装置503に順次発行することによって処理
され、磁気ディスク制御装置503は、当該コマンドチェ
インを解釈して、配下の磁気ディスク記憶装置505に対
して、読み出し／書き込みの種別、目的のデータの格納
位置の指定などを行うことにより、中央処理装置501か
ら到来するデータの磁気ディスク記憶装置505に対する
データの書き込みや、読み出されたデータの中央処理装
置501の側への送出などが行われる。

また、特に図示しないが、磁気ディスク記憶装置505
においては、記憶媒体である複数枚の磁気ディスクが、
同軸かつ平行な姿勢でスピンドルモータなどに固定され
ており、各々の磁気ディスクの記録面の各々には、径方
向に移動する磁気ヘッドが対向して配置されている。

磁気ディスクの個々の記録面には、データの記録領域
として同心円状に複数のトラックが設けられており、磁
気ヘッドを径方向に適宜移動（シーク）させて目的のト
ラック上に位置付けるとともに、磁気ディスクの回転に
よって当該トラック内の目的のデータの領域の位置に磁
気ヘッドが位置付いたことを見計らって、データの記録
／再生動作を行うようになっている。

また、シーク動作を最少にすべく、個々の記録面にお
いて回転中心から等距離にある一群の同一半径のトラッ
クを連ねたものを単位とするシリンダという概念で管理
しており、このシリンダ内のトラックを順次埋めていく
ようにデータの記録が行われる。

したがって、ある磁気ディスク記憶装置505における
データの特定は、シリンダ番号，トラック番号（ヘッド
番号）、さらには、後述のような個々のトラック内にお
けるデータの記録単位の一種であるレコード番号などを
一括して指定することによって可能となる。

また、各々のトラックにおけるデータの記録形式の一
例としては、たとえば第３図に示されるようなものがあ
る。

すなわち、トラック内の起点を示すインデックス301
の後には、当該装置内における当該トラックを特定する
シリンダ番号やヘッド番号などの情報が書き込まれるホ
ームアドレス（HA）302と、複数のレコードR₀，レコー
ドR₁，レコードR₂，レコードR₃,...,レコードR_nが配置
されている。

複数のレコードR₀〜レコードR_nは、カウント部（Ｃ）
303と通常のデータが書き込まれるデータ部（Ｄ）304と
で構成され、さらに、個々のレコードには、必要に応じ
て、当該レコード内のデータ部Ｄに関する索引情報が書
き込まれるキー部（Ｋ）305が設けられている。

個々のレコードのカウント部303には、当該レコード
の識別情報（シリンダ番号，ヘッド番号，レコード番
号）およびキー部305の長さ（KL），データ部304の長さ
（DL）などが書き込まれている。

また、インデックス301,ホームアドレス302および複
数の複数のレコードR₀〜レコードR_nの各々の間には、所
定のギャップＧが設けられており、さらに、ホームアド
レス302の直前および各レコードを構成するカウント部3
03,キー部305,データ部304の直前には、当該トラック内
における位置を認識するためのシンク・バイト（Sync B
yte）306がある。

このシンク・バイト306は、上位の磁気ディスク接続
装置504によって監視されており、当該磁気ディスク接
続装置504は、シンク・バイト306の検出時点の当該トラ
ックにおける位置情報を保持するようになっている。

一方、磁気ディスク記憶装置505の特定のレコードの
データ部304にアクセスする際のコマンドチェイン401の
一例を示すものが第４図である。

SEEKコマンド402は、付随情報としてシリンダ番号お
よびヘッド番号を持ち、当該シリンダ番号およびヘッド
番号によって特定される目的のトラックに対する図示し
ない磁気ヘッドの位置付けを指示する。

SET SECTORコマンド403は、１トラックをｋ個に等分
割して構成されるセクタの番号を指定することにより、
目的のレコードの直前に位置付けを行わせる。

SEARCH ID EQUALコマンド404は、付随情報としてシリ
ンダ番号，ヘッド番号，レコード番号（以下、これらを
まとめてID情報と記す）を持ち、同一のID情報を持つレ
コードを探索して、その直前に位置付けを行わせる。

TICコマンド405は、SEARCH ID EQUALコマンド404の実
行に際して目的のレコードのカウント部303が見つから
ない場合に再試行を行わせる。

WRITE DATAコマンド406は、目的のレコードのデータ
部304を更新する。

なお、通常、コマンドチェイン401に示されるSEEK/SE
T SECTORのチェインにおいて、SEEKは、コマンド受領直
後に動作せず、SET SECTOR受領時に、SEEK,SET SECTOR
動作を連続して行い、目的のレコードの直前に位置付け
を行う。

以下、上述のような従来技術の場合におけるレコード
の更新処理において、更新対象のレコードの位置確認の
ための読み出し時にエラーが発生した場合の回復動作の
一例を、第６図の流れ図を参照しながら説明する。

まず、磁気ディスク制御装置503は、チャネル502から
受領したSEEK,SET SECTORコマンドにより、磁気ディス
ク記憶装置505に対して、位置付け動作を行わせる（ス
テップ601）。

次に、インデックス検出カウンタICを０にし（ステッ
プ602a）、さらにサーチレコードフラグSRを０にし（ス
テップ602b）、リード再試行カウンタRCを０にする（ス
テップ602c）。

その後、SEARCH ID EQUALコマンドにより、最寄りの
レコードのカウント部（Ｃ）303を読み出す（ステップ6
03）。

この時、リードエラーの有無を調べ（ステップ60
4）、リードエラーがない場合には、サーチレコードフ
ラグSR＝１とする（ステップ605）。

この後、チャネル502から転送されるデータと読み出
しデータ（カウント部303）との比較を行い（ステップ6
06）、カウント部303に格納されているID情報と、チャ
ネル502から転送されるデータのID情報とが一致する場
合には、当該データによってデータ部（Ｄ）304を更新
し（ステップ607）、コマンドチェイン401は終了する。

また、ステップ606におけるID情報の比較結果が不一
致の場合には、次のレコードを対象としてSEARCH ID EQ
UALコマンドを実行する。

この時、次のレコードまでの間にインデックス301を
検出したか否かを監視し（ステップ608）、インデック
ス301を検出しなかった場合にはステップ602cに戻って
以降の処理を繰り返し、インデックス301を検出した場
合には、さらに、インデックス検出カウンタICを調べ
（ステップ609）、インデックス検出カウンタIC＝１な
らば、中央処理装置501に目的のレコードの喪失を報告
する（ステップ610）。

また、ステップ609においてインデックス検出カウン
タIC≠１ならば、インデックス検出カウンタIC＝１とし
て（ステップ611）、ステップ602cに戻って以降の処理
を繰り返す。

以降、ステップ606でのID情報の比較結果が一致する
か、またはステップ609でインデックス検出カウンタIC
＝１と判定されるまで、ステップ602c以降を繰り返す。

一方、ステップ604でリードエラーが検出された場合
には、リード再試行カウンタRCに１を加算し（ステップ
612）、さらに当該リード再試行カウンタRCと再試行許
可最大値ECとの比較を行い（ステップ613）、リード再
試行カウンタRCの値が再試行許可最大値ECを超えた場合
には、中央処理装置501にリードエラーを報告し（ステ
ップ620）、そうでない場合にはコマンド再試行を行
う。

すなわち、磁気ディスク制御装置503は、ステップ614
でサーチレコードフラグSR＝１と判明したならば、エラ
ー発生レコードの直前に位置付けを行うため、シンク・
バイト306の検出地点の位置情報、即ち、エラー発生レ
コードの位置情報を磁気ディスク接続装置504から採取
し（ステップ617）、当該位置情報に基づいて、セクタ
番号を計算して位置付けを行い（ステップ618）、チャ
ネル502に対するコマンド要求およびコマンド受領（ス
テップ619）を行った後、ステップ603に戻って再試行を
行う。

一方、ステップ614でサーチレコードフラグSR＝０と
判明した場合、すなわち、１回目のSEARCH ID EQUALコ
マンドの実行時にリードエラーが発生した場合には、イ
ンデックス301に位置付け（ステップ615）した後、コマ
ンド要求およびコマンド受領を行い（ステップ616）、
インデックス301を開始地点としてSEARCH ID EQUALコマ
ンドの処理を行う。

その後、ステップ604でリードが成功するか、あるい
はステップ613でRC＞ECとなり、中央処理装置501にリー
ドエラーを報告するまで、ステップ604,ステップ612,ス
テップ613〜ステップ603をループする。

なお、上記の説明は、ステップ604においてリードエ
ラーではあるものの当該レコードのシンク・バイト306
を検出できた場合、あるいはサーチレコードフラグSR＝
０の場合（最初に位置付けられたレコードでリードエラ
ーが発生した場合）について述べたものである。

この他の場合、すなわち、シンク・バイト306の検出
ができない場合で、かつSR＝１の場合（最初に位置付け
られたレコード以降のレコードでリードエラーが発生し
た場合）には、第６図のフローチャートには特に図示し
ないが、以下のようになる。

この場合、シンク・バイト306の検出地点の位置情報
は、エラーの発生したレコードをR_nとするとR_n-1のもの
である。このため、R_n-1の直前に位置付けることになる
が、これを読み飛ばすことにより、直後に位置するはず
の目的のR_nに位置付けでき、シンク・バイト306を検出
できた場合と同様の回復処理となる。

このように、従来の場合には、レコード更新のための
当該レコードの磁気ディスク記憶装置505における格納
位置の探索時のリードエラーに対しては、コマンド再試
行により、中央処理装置501に常駐するオペレーティン
グシステムなどの介入なしに、回復処理が遂行される。

なお、この種のリードエラーの回復処理に関連する技
術としては、たとえば、オペレーショナル・スペシフィ
ケーションズ・フォー・ローテーティング・マス・スト
レージ・サブシステムズ，フェデラル・インフォメーシ
ョン・プロセッシング・スタンダーズ・パブリケーショ
ン63.1979年８月27日第８ページ記載のものがある。

〔発明が解決しようとする課題〕

ところが、上記のような従来技術のように、単なるコ
マンド再試行によるリードエラーの回復処理では、たと
えば、磁気ディスク記憶装置と磁気ディスク制御装置と
の間におけるデータ転送経路などに起因する一過性のエ
ラーの回復処理に対してはそれなりの効果があるもの
の、磁気ディスク記憶装置の記憶媒体である磁気ディス
クそのものの減磁などによって再生出力が大きく低下し
た場合のように、単なるリード動作の繰り返しでは回復
が困難な恒常的な原因によるエラーの場合には、回復不
能に陥ることが避けられず、回復のために、必然的に中
央処理装置におけるオペレーティング・システムの介入
が必要になるという問題がある。

そこで、本発明の目的は、単なるコマンド再試行では
回復が困難なリードエラーを、オペレーティング・シス
テムの介入を招くことなく、回復させることが可能なデ
ィスクキャッシュサブシステムの制御方法を提供するこ
とにある。

本発明の前記ならびにその他の目的と新規な特徴は、
本明細書の記述および添付図面から明らかになるであろ
う。

〔課題を解決するための手段〕

本願において開示される発明のうち、代表的なものの
概要を簡単に説明すれば、下記のとおりである。

すなわち、本発明になるディスクキャッシュサブシス
テムの制御方法は、情報の記憶媒体としての磁気ディス
クを備えた磁気ディスク記憶装置と、この磁気ディスク
記憶装置と上位処理装置との間に介在し両者間における
情報の授受を制御する磁気ディスク制御装置と、磁気デ
ィスク記憶装置と上位処理装置との間に介在し、磁気デ
ィスク記憶装置に格納されている情報の少なくとも一部
の写を保持するキャッシュメモリとからなり、上位処理
装置から磁気ディスク記憶装置へのアクセス要求には可
能な限りキャッシュメモリを用いて応答するディスクキ
ャッシュサブシステムの制御方法であって、磁気ディス
クに記録されている第１の情報の更新動作を行う際に必
要となる当該第１の情報の当該磁気ディスクにおける探
索において読み出しエラーが発生した場合には、キャッ
シュメモリに保持されている当該第１の情報の写を磁気
ディスクに書き込んだ後、探索を再試行するようにした
ものである。

〔作用〕

上記した本発明のディスクキャッシュサブシステムの
制御方法によれば、たとえば、磁気ディスク記憶装置に
おいて、データを磁気的に記録する磁気ディスクにおけ
る減磁などのように、恒常的なリードエラーを生じる場
合でも、リード動作に先立って、キャッシュメモリに複
写されている同一のデータを書き込み、当該データの磁
気ディスクにおける再生出力レベルを正常にした後に、
当該データの読み出しによる探索を再試行するので、リ
ードエラーの回復処理が成功する確率が確実に高くな
る。

これにより、単なるコマンド再試行では回復が困難な
リードエラーを、オペレーティング・システムの介入を
招くことなく、回復させることができる。

〔実施例〕

以下、本発明の一実施例であるディスクキャッシュサ
ブシステムの制御方法の一例を図面を参照しながら詳細
に説明する。

第１図は、本発明の一実施例であるディスクキャッシ
ュサブシステムの制御方法におけるレコード更新処理の
一例を示すフローチャートであり、第２図は、ディスク
キャッシュサブシステムを接続した情報処理システムの
構成の一例を示すブロック図である。

なお、第２図に示されるディスクキャッシュサブシス
テムの構成は、中央処理装置201,チャネル202,磁気ディ
スク接続装置204,磁気ディスク記憶装置205については
第５図に示される従来技術の場合と同様であるが、本実
施例の場合、磁気ディスク制御装置503には、シーク動
作や回転待ちなどの機械的な動作を伴う磁気ディスク記
憶装置205に比較して、はるかに高速なアクセスが可能
な半導体メモリからなるキャッシュメモリ206が接続さ
れている。

そして、このキャッシュメモリ206には、磁気ディス
ク記憶装置205に格納されている大量のデータのうち
で、アクセスされる可能性の高い一部のデータが、随
時、当該磁気ディスク記憶装置205における場合と等価
な形式で、たとえばトラック単位に複写されるようにな
っている。

そして、中央処理装置201の側からの磁気ディスク記
憶装置205のデータに対するアクセス要求には、可能な
限り、キャッシュメモリ206に格納されているデータを
用いて高速に応答することにより、機械的なシーク動作
などのために応答の遅い磁気ディスク記憶装置205に直
接的にアクセスすることに起因する中央処理装置201の
側における入出力の遅延を防止している。

なお、本実施例の場合にも、磁気ディスク記憶装置20
5におけるデータの格納形式は、前述の第３図に示され
る従来の場合と同じものとする。

以下、上述のような構成の本実施例のシステムにおい
て、たとえば第４図に示されるコマンドチェイン401に
よるレコード更新処理に伴うリードエラーの回復処理の
一例を説明する。

キャッシュメモリ206を備えた本実施例のシステムで
は、コマンドチェイン401に示すような、磁気ディスク
記憶装置205に対する書き込みを行うコマンドチェイン
を実行する場合には、処理対象データがキャッシュメモ
リ206に保持されている場合、磁気ディスク制御装置203
は、キャッシュメモリ206上の当該データ及び磁気ディ
スク記憶装置205のデータを更新する必要がある。

これは、キャッシュメモリ206を構成する半導体メモ
リが揮発性記憶媒体であるので、データの書き込み処理
においては、不揮発性記憶媒体である磁気ディスクを記
憶媒体とする磁気ディスク記憶装置205に対して同時に
書き込みを行うことにより、停電などによる書き込みデ
ータの消失などを防止してデータの信頼性を確保するた
めである。

以下の説明では、磁気ディスク記憶装置205への書き
込みの際必要となる、SEARCH ID EQUALコマンドの実施
の時にリードエラーが起こった際の回復方法を例とし
て、第１図のフローチャートに従って説明する。

まず、磁気ディスク制御装置203はチャネル202より受
領した、SEEK SET SECTORコマンドにより位置付けを行
う（ステップ101）。

その後、インデックス検出カウンタIC＝０にし（ステ
ップ102a）、サーチレコードフラグSR＝０にし（ステッ
プ102b）、再書き込みカウンタRC₀＝０にし（ステップ1
02c）、リード再試行カウンタRC₁＝０とする（ステップ
102d）。

その後、SEARCH ID EQUALコマンドにより最寄りのレ
コードを読み出し（ステップ103）、この時リードエラ
ーがない場合は、サーチレコードフラグSR＝１とし（ス
テップ105a）、さらに磁気ディスク接続装置204内に当
該レコードのシンク・バイト306の検出点の位置情報を
磁気ディスク制御装置203内に格納する（105b）。

この後、チャネル202から到来するデータと読み出し
データとの比較を行う（ステップ106）。

そして、読み出されたレコードのカウント部303のID
情報（シリンダ番号，ヘッド番号，レコード番号）とチ
ャネル202から到来したデータのID情報とが一致した場
合には、チャネル202から到来するデータによって、磁
気ディスク記憶装置205の目的のレコードのデータ部304
を更新し（ステップ107）、一連のコマンドチェイン401
による目的のレコードの更新処理が終了する。

一方、ステップ106における比較の結果、ID情報が一
致しなかった場合には、次のレコードを対象としてSERC
H ID EQUALコマンドを実行する。

すなわち、まず、次のレコードまでの間にインデック
ス301を検出したか否かを調べ（ステップ108）、インデ
ックス301を検出したときはインデックス検出カウンタI
Cをチェックし（ステップ109）、IC＝１ならば、中央処
理装置201にレコード喪失を報告する（ステップ110）。

また、ステップ109においてIC≠１ならばIC＝１とす
る（ステップ111）。

以降、ステップ106でID情報が一致するか、またはス
テップ109でIC＝１と判定されるまで、すなわち、当該
トラック内の全レコードを検索し終わるまで、ステップ
102c,ステップ102d,ステップ103,ステップ104,ステップ
105a,ステップ105b,ステップ106,ステップ108（ステッ
プ109,ステップ111）をループする。

一方、前記ステップ104でリードエラーを検出した場
合は、リード再試行カウンタRC₁に１を加算し（ステッ
プ112）、リード再試行カウンタRC₁と再試行許可最大値
EC₁との比較を行う（ステップ113）。

そして、RC₁≦EC₁ならばステップ114に分岐してコマ
ンド再試行を行う。

磁気ディスク制御装置203は、ステップ114においてSR
＝０か否かを調べ、SR＝１（SR≠０）の場合には、エラ
ー発生レコードの直前に位置付けを行うため、磁気ディ
スク接続装置204からシンク・バイト306の検出点の位置
情報、即ち、エラー発生レコードの位置情報を採取し
（ステップ117）、当該位置情報によりセクラ番号を計
算し、得られた番号のセクタに位置付け（ステップ11
8）、チャネル202へのコマンド要求およびコマンド受領
を行い、前記ステップ103に戻ってコマンド再試行を行
う。

前記ステップ114でSR＝０と判明した場合、即ち１回
目のSEARCH ID EQUALでリードエラーが発生した場合
は、インデックス301に位置付けを行った後（ステップ1
15）、コマンド要求及びコマンド受領を行い（ステップ
116）、ステップ103に戻ってインデックス301の位置か
らSEARCH ID EQUALコマンドの処理を行う。

この後、ステップ104でリードが成功するか、あるい
はステップ113でRC₁＞EC₁と判定されるまで、ステップ1
03,ステップ104,ステップ112,ステップ113,ステップ11
4,ステップ117,ステップ118,ステップ119（ステップ11
5,ステップ116）をループする。

上記の一連の動作は、ステップ104においてリードエ
ラーではあるがシンク・バイト306は検出できた場合、
あるいは１回目のSEARCH ID EQUALコマンドの実行時に
リードエラーになった場合（SR＝０）について述べたも
のである。

この他の場合、即ち、リードエラーに際してシンク・
バイト306の検出ができない場合で、かつSR＝１の場合
については第１図のフローチャートに特に示していない
が以下のようになる。

すなわち、この場合は、シンク・バイト306の検出地
点の位置情報は、エラーの発生したレコードをR_nとする
とR_n-1のものである。このためR_n-1の直前に位置付けら
れることになるが、これを読みとばすことによりR_nに位
置付けでき、シンク・バイト306を検出できた場合と同
様の処理となる。

ここまでは、ステップ102cおよびステップ105bを除い
て従来技術で示したエラー回復方法とほぼ同様である。

ここで、従来技術の場合には、ステップ113における
リード再試行カウンタRC₁と再試行許可最大値EC₁との比
較において、RC₁＞EC₁と判定される場合には、直ちに中
央処理装置201にリードエラーを報告してエラー回復処
理を打ち切っており、以降は中央処理装置201における
オペレーティングシステムの介入によるエラー回復処理
に移行することとなるが、本実施例の場合には、これと
異なり、さらに以下のようなエラー回復処理を遂行す
る。

すなわち、本実施例の場合には、ステップ113におい
てRC₁＞EC₁と判定された場合、まず、再書き込みカウン
タRC₀に１加算した後、再書き込みカウンタRC₀と再書き
込み許可最大値EC₀とを比較する（ステップ121）。

そして、RC₀≦EC₀の場合、磁気ディスク制御装置203
は、前記ステップ105bにおいて磁気ディスク接続装置20
4内に保持したR_n-1の位置情報よりR_n-1のセクタ番号を
計算し（ステップ122）、当該番号のセクタに位置付け
し（ステップ123）、さらに当該レコードR_n-1を読みと
ばす（ステップ124）。

次にキャッシュメモリ206から、以前に当該キャッシ
ュメモリ206に複写されている、リードエラーが発生し
た領域のデータを読み出し（ステップ125）、それを磁
気ディスク記憶装置205の記憶媒体である図示しない磁
気ディスクディスク上のもとの格納位置に書き込む（ス
テップ126）。

この書き込み処理の後、前記ステップ118において計
算済のセクタ番号のセクタ、すなわちリードエラーの発
生した目的のレコードR_nの直前に位置付ける（ステップ
127）。

この位置付け後、チャネル202へのコマンド要求及び
コマンド受領を行い、SEARCH ID EQUALコマンドの再試
行を行う（ステップ128）。

以降、ステップ104でリードが成功するか、あるいは
ステップ121でRC₀＞EC₀と判定されるまでステップ103,
ステップ104,ステップ112,ステップ113,ステップ114,ス
テップ117,ステップ118,ステップ119（ステップ115,ス
テップ116）及びステップ102d,ステップ103,ステップ10
4,ステップ112,ステップ113,ステップ120,ステップ121,
ステップ122,ステップ123,ステップ124,ステップ125,ス
テップ126,ステップ127,ステップ128をループする。

そして、ステップ121でRC₀＞EC₀と判定された場合に
は、すなわち、所定の回数だけ、キャッシュメモリ206
から磁気ディスク記憶装置205の記憶媒体である磁気デ
ィスクの元の位置へのレコードの再書き込みによって
も、当該レコードに対するリードエラーが回復しなかっ
た場合に、中央処理装置201に対してリードエラーを報
告する（ステップ129）。

このように、レコード更新処理における当該レコード
の磁気ディスク記憶装置205における格納位置の探索の
ためのリード動作中に起こる可能性があるリードエラー
のうち、たとえば、データを磁気的に記録する記憶媒体
である磁気ディスクにおける減磁などに起因する場合の
ように、再書き込みにより回復できるものについては、
ステップ122,ステップ123,ステップ124,ステップ125,ス
テップ126,ステップ127,ステップ128,ステップ103など
の一連の処理によるリードエラー発生レコードに対する
キャッシュメモリ206内のデータの再書き込み、および
当該再書き込み後のリード再試行により確実に回復でき
る。

これにより、記憶媒体である磁気ディスクにおける減
磁などに起因する場合のように、再書き込みにより回復
できるリードエラーについては、中央処理装置201のオ
ペレーティングシステムの介入による回復処理が不要と
なる。

この結果、中央処理装置201における情報処理が、デ
ィスクキャッシュサブシステムなどにおけるエラー回復
処理によって妨げられることがなくなり、情報処理シス
テムにおける処理速度の向上に寄与することができる。

なお、上記の説明では、チャネル202などの上位装置
との間におけるコマンドの授受を伴うコマンド再試行時
に、キャッシュメモリ206から磁気ディスク記憶装置205
へのデータの再書き込みを実施する場合について説明し
たが、磁気ディスク制御装置203以下のレベルで行われ
るエラー回復動作である、いわゆる内部リトライに適用
しても同様の効果を発揮できることは言うまでもない。

以上本発明者によってなされた発明を実施例に基づき
具体的に説明したが、本発明は前記実施例に限定される
ものではなく、その要旨を逸脱しない範囲で種々変更可
能であることはいうまでもない。

たとえば、情報処理システムの構成としては、前記実
施例中に例示したものに限定されない。

たとえば、キャッシュメモリを、通常の揮発性の半導
体メモリと、バッテリバックアップなどを施されること
により不揮発化された半導体メモリとで多重に構成し、
リード／ライトを両者に対して同時に行うようにした構
成としてもよい。

また、磁気ディスク記憶装置におけるデータの格納形
式や、レコード更新処理のコマンドチェインとしては、
前記実施例中に例示されるものに限定されないことは言
うまでもない。

〔発明の効果〕

本願において開示される発明のうち、代表的なものに
よって得られる効果を簡単に説明すれば、以下のとおり
である。

すなわち、本発明になるディスクキャッシュサブシス
テムの制御方法によれば、情報の記憶媒体としての磁気
ディスクを備えた磁気ディスク記憶装置と、この磁気デ
ィスク記憶装置と上位処理装置との間に介在し両者間に
おける前記情報の授受を制御する磁気ディスク制御装置
と、前記磁気ディスク記憶装置と前記上位処理装置との
間に介在し、前記磁気ディスク記憶装置に格納されてい
る前記情報の少なくとも一部の写を保持するキャッシュ
メモリとからなり、前記上位処理装置から前記磁気ディ
スク記憶装置へのアクセス要求には可能な限り前記キャ
ッシュメモリを用いて応答するディスクキャッシュサブ
システムの制御方法であって、前記磁気ディスクに記録
されている第１の情報の更新動作を行う際に必要となる
当該第１の情報の当該磁気ディスクにおける探索におい
て読み出しエラーが発生した場合には、前記キャッシュ
メモリに保持されている当該第１の情報の写を前記磁気
ディスクに書き込んだ後、前記探索を再試行するように
したので、たとえば、磁気ディスク記憶装置の記憶媒体
である磁気ディスクにおける減磁などのように、そのま
までは恒常的なリードエラーを生じる場合でも、リード
動作に先立って、キャッシュメモリに複写されている同
一のデータを書き込み、当該データの磁気ディスクにお
ける再生出力レベルを正常にした後に、当該データの読
み出しによる探索を再試行することで、リードエラーの
回復処理が成功する確率が確実に高くなる。

これにより、単なるコマンド再試行では回復が困難な
リードエラーを、オペレーティング・システムの介入を
招くことなく、回復させることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例であるディスクキャッシュサ
ブシステムの制御方法におけるレコード更新処理の一例
を示すフローチャート、 第２図は本発明の一実施例であるディスクキャッシュサ
ブシステムの制御方法が実施される情報処理システムの
構成の一例を示すブロック図、 第３図は磁気ディスク記憶装置におけるデータの格納形
式の一例を示す説明図、 第４図はレコード更新処理を行うコマンドチェインの一
例を示す図、 第５図は情報処理システムの構成の一般的な一例を示す
示すブロック図、 第６図は従来の情報処理システムにおけるエラー回復処
理の一例を説明する流れ図である。 101〜129……本発明の一実施例であるディスクキャッシ
ュサブシステムの制御方式におけるレコード更新処理で
のエラー回復処理の一例を示すステップ、201……中央
処理装置、202……チャネル、203……磁気ディスク制御
装置、204……磁気ディスク接続装置、205……磁気ディ
スク記憶装置、206……キャッシュメモリ、301……イン
デックス、302……ホームアドレス、Ｇ……ギャップ、
Ｒ……レコード（第１の情報）、303……カウント部
（Ｃ）、304……データ部（Ｄ）、305……キー部
（Ｋ）、306……シンク・バイト、401……コマンドチェ
イン、402……SEEKコマンド、403……SET SECTORコマン
ド、404……SEARCH ID EQUALコマンド、405……TICコマ
ンド、406……WRITE DATAコマンド、501……中央処理装
置、502……チャネル、503……磁気ディスク制御装置、
504……磁気ディスク接続装置、505……磁気ディスク記
憶装置、601〜620……従来技術におけるレコード更新処
理でのエラー回復処理の一例を示すステップ、IC……イ
ンデックス検出カウンタ、EC,EC₁……再試行許可最大
値、EC₀……再書き込み許可最大値、RC,RC₁……リード
再試行カウンタ、RC₀……再書き込みカウンタ、SR……
サーチレコードフラグ。

Claims (1)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】情報の記憶媒体としての磁気ディスクを備
   えた磁気ディスク記憶装置と、この磁気ディスク記憶装
   置と上位処理装置との間に介在し両者間における前記情
   報の授受を制御する磁気ディスク制御装置と、前記磁気
   ディスク記憶装置と前記上位処理装置との間に介在し、
   前記磁気ディスク記憶装置に格納されている前記情報の
   少なくとも一部の写を保持するキャッシュメモリとから
   なり、前記上位処理装置から前記磁気ディスク記憶装置
   へのアクセス要求には可能な限り前記キャッシュメモリ
   を用いて応答するディスクキャッシュサブシステムの制
   御方法であって、前記磁気ディスクに記録されている第
   １の情報の更新動作を行う際に必要となる当該第１の情
   報の当該磁気ディスクにおける探索において読み出しエ
   ラーが発生した場合には、前記キャッシュメモリに保持
   されている当該第１の情報の写を前記磁気ディスクに書
   き込んだ後、前記探索を再試行するようにしたディスク
   キャッシュサブシステムの制御方法。