JP3159118B2 - ライトバックデータ選択方法及びプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 - Google Patents
ライトバックデータ選択方法及びプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体Info
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/12—Replacement control
- G06F12/121—Replacement control using replacement algorithms
-
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- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0804—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches with main memory updating
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Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明はライトバック方式を
採用したディスク制御装置に関し、特にディスク装置に
書き出すキャッシュメモリ上のデータを選択する方法に
関する。
採用したディスク制御装置に関し、特にディスク装置に
書き出すキャッシュメモリ上のデータを選択する方法に
関する。
【０００２】
【従来の技術】ディスク制御装置の単純性能は、上位か
らのデータ読み出し要求，データ書き込み要求に対する
応答時間で決定される。一般的に、ディスク制御装置に
接続される上位装置とのデータ転送レートは、ディスク
制御装置に接続されるディスク装置とのデータ転送レー
トよりも速い。そのため、ディスク制御装置の性能を向
上させる目的で、ディスク制御装置にキャッシュメモリ
を搭載することが一般的に行われている。この場合、キ
ャッシュメモリと上位装置との間のデータ転送レート
は、ディスク制御装置と上位装置との間の転送レートの
理論的限界値に近い値を達成することが可能である。
らのデータ読み出し要求，データ書き込み要求に対する
応答時間で決定される。一般的に、ディスク制御装置に
接続される上位装置とのデータ転送レートは、ディスク
制御装置に接続されるディスク装置とのデータ転送レー
トよりも速い。そのため、ディスク制御装置の性能を向
上させる目的で、ディスク制御装置にキャッシュメモリ
を搭載することが一般的に行われている。この場合、キ
ャッシュメモリと上位装置との間のデータ転送レート
は、ディスク制御装置と上位装置との間の転送レートの
理論的限界値に近い値を達成することが可能である。
【０００３】キャッシュメモリの利用法としては、上位
装置からの読み出し要求に対してのみキャッシュメモリ
単体での使用を許可し、書き込み要求に対しては、キャ
ッシュメモリとディスク装置の双方に同時に書き込みを
行う、ライトスルーと呼ばれる方式と、上位装置からの
読み出し要求，書き込み要求の双方に対して、キャッシ
ュメモリ単体での使用を許可する、ライトバックと呼ば
れる方式とが存在する。このライトバック方式では、上
位装置からディスク装置への書き込みデータをキャッシ
ュメモリに書き込んだ時点で書き込みの完了を上位装置
に報告し、そのデータのディスク装置への書き込みは、
キャッシュメモリへの前記書き込みと非同期に行う。こ
のため、上位装置からの書き込み要求を高速に処理で
き、今日では多くのディスク制御装置にライトバック方
式が採用されている。
装置からの読み出し要求に対してのみキャッシュメモリ
単体での使用を許可し、書き込み要求に対しては、キャ
ッシュメモリとディスク装置の双方に同時に書き込みを
行う、ライトスルーと呼ばれる方式と、上位装置からの
読み出し要求，書き込み要求の双方に対して、キャッシ
ュメモリ単体での使用を許可する、ライトバックと呼ば
れる方式とが存在する。このライトバック方式では、上
位装置からディスク装置への書き込みデータをキャッシ
ュメモリに書き込んだ時点で書き込みの完了を上位装置
に報告し、そのデータのディスク装置への書き込みは、
キャッシュメモリへの前記書き込みと非同期に行う。こ
のため、上位装置からの書き込み要求を高速に処理で
き、今日では多くのディスク制御装置にライトバック方
式が採用されている。
【０００４】キャッシュメモリ上のデータのディスク装
置への書き込みをライトバックと呼び、書き込むデータ
をライトバックデータと呼ぶ。ライトバックは、キャッ
シュメモリに空き領域が全く無くなったか、或いは空き
領域が或るサイズ以下に減少した場合に実施される。こ
のとき、キャッシュメモリ上に存在するデータのうちど
のデータをライトバックデータとして選択するかが、ラ
イトバック方式ディスク制御装置の性能を決定する大き
な要因の１つとなっている。
置への書き込みをライトバックと呼び、書き込むデータ
をライトバックデータと呼ぶ。ライトバックは、キャッ
シュメモリに空き領域が全く無くなったか、或いは空き
領域が或るサイズ以下に減少した場合に実施される。こ
のとき、キャッシュメモリ上に存在するデータのうちど
のデータをライトバックデータとして選択するかが、ラ
イトバック方式ディスク制御装置の性能を決定する大き
な要因の１つとなっている。
【０００５】ライトバックデータの代表的な選択方式に
は、ＬＲＵ法（ＬＥＡＳＴ ＲＥＣＥＮＴＬＹ ＵＳ
Ｅ）がある。このＬＲＵ法は、キャッシュメモリ上に存
在するデータの中で最も長い時間入出力の対象になって
いないデータをライトバックする方式である。このＬＲ
Ｕ法によれば、よりアクセス頻度の高いデータをキャッ
シュメモリ上に残すことができ、キャッシュヒット率を
改善し易いという長所を持つ。ＬＲＵ法を用いてライト
バックデータを選択するようにしたディスク制御装置と
しては、例えば特開平３−１７２９４６号公報に記載の
ものがある。
は、ＬＲＵ法（ＬＥＡＳＴ ＲＥＣＥＮＴＬＹ ＵＳ
Ｅ）がある。このＬＲＵ法は、キャッシュメモリ上に存
在するデータの中で最も長い時間入出力の対象になって
いないデータをライトバックする方式である。このＬＲ
Ｕ法によれば、よりアクセス頻度の高いデータをキャッ
シュメモリ上に残すことができ、キャッシュヒット率を
改善し易いという長所を持つ。ＬＲＵ法を用いてライト
バックデータを選択するようにしたディスク制御装置と
しては、例えば特開平３−１７２９４６号公報に記載の
ものがある。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】しかし、ディスク装置
を構成する磁気ディスク装置にはシーク待ち時間という
ミリ秒単位のオーバーヘッド時間が存在するため、ＬＲ
Ｕ法によって選択したデータをライトバックする際に長
いシーク待ち時間がかかると、性能が却って低下してし
まう。
を構成する磁気ディスク装置にはシーク待ち時間という
ミリ秒単位のオーバーヘッド時間が存在するため、ＬＲ
Ｕ法によって選択したデータをライトバックする際に長
いシーク待ち時間がかかると、性能が却って低下してし
まう。
【０００７】他方、磁気ディスク装置に対し最後に行っ
た読み書き位置をディスク制御装置内部に記憶してお
き、キャッシュメモリ上に存在するデータのうち、最後
の読み書き位置に最も近い位置を書き込み位置とするデ
ータをライトバックデータとして選択する方法も考えら
れる。こうすれば、シーク待ち時間が最小となり、ライ
トバック完了までの時間を短縮することができる。しか
し、選択されたデータが最近良くアクセスされていたデ
ータであれば、キャッシュヒット率が低下し、性能が却
って低下してしまう。
た読み書き位置をディスク制御装置内部に記憶してお
き、キャッシュメモリ上に存在するデータのうち、最後
の読み書き位置に最も近い位置を書き込み位置とするデ
ータをライトバックデータとして選択する方法も考えら
れる。こうすれば、シーク待ち時間が最小となり、ライ
トバック完了までの時間を短縮することができる。しか
し、選択されたデータが最近良くアクセスされていたデ
ータであれば、キャッシュヒット率が低下し、性能が却
って低下してしまう。
【０００８】このように、ライトバックデータは、キャ
ッシュメモリ上のデータの利用状況および磁気ディスク
装置の最終読み書き位置の双方を考慮して選択する必要
があるが、これら双方の要因を考慮したライトバックデ
ータ選択方法は未だ提案されていない。
ッシュメモリ上のデータの利用状況および磁気ディスク
装置の最終読み書き位置の双方を考慮して選択する必要
があるが、これら双方の要因を考慮したライトバックデ
ータ選択方法は未だ提案されていない。
【０００９】そこで本発明の目的は、キャッシュメモリ
上のデータの利用状況および磁気ディスク装置の最終読
み書き位置の双方を考慮してライトバックデータを選択
することにより、ライトバック方式のディスク制御装置
の性能を向上させることができるライトバックデータ選
択方法を提供することにある。
上のデータの利用状況および磁気ディスク装置の最終読
み書き位置の双方を考慮してライトバックデータを選択
することにより、ライトバック方式のディスク制御装置
の性能を向上させることができるライトバックデータ選
択方法を提供することにある。
【００１０】
【課題を解決するための手段】本発明は、上記の目的を
達成するために、ディスク装置に格納されたデータの一
部の写しを保持するキャッシュメモリを有し、上位装置
からのディスク装置に対するデータ書き込み要求時、デ
ータをキャッシュメモリに書き込んだ時点で上位装置に
処理完了を報告し、書き込んだデータのディスク装置へ
の書き込みは前記キャッシュメモリへの書き込みと非同
期に行うライトバック方式を採用したディスク制御装置
で、キャッシュメモリからディスク装置に書き込むライ
トバックデータを選択する方法において、キャッシュメ
モリ上の各データの最近におけるライトヒット状況，リ
ードヒット状況を含むキャッシュメモリ利用状況情報を
測定すると共に各データのディスク装置における書き込
み位置およびディスク装置の最終読み書き位置を記録し
ておき、これらの情報に基づいて、キャッシュメモリ上
のデータのうち、ライトバックした場合に、その後の上
位装置との平均データ転送レートの期待値が最も大きく
なるデータをライトバックデータとして選択するように
している。
達成するために、ディスク装置に格納されたデータの一
部の写しを保持するキャッシュメモリを有し、上位装置
からのディスク装置に対するデータ書き込み要求時、デ
ータをキャッシュメモリに書き込んだ時点で上位装置に
処理完了を報告し、書き込んだデータのディスク装置へ
の書き込みは前記キャッシュメモリへの書き込みと非同
期に行うライトバック方式を採用したディスク制御装置
で、キャッシュメモリからディスク装置に書き込むライ
トバックデータを選択する方法において、キャッシュメ
モリ上の各データの最近におけるライトヒット状況，リ
ードヒット状況を含むキャッシュメモリ利用状況情報を
測定すると共に各データのディスク装置における書き込
み位置およびディスク装置の最終読み書き位置を記録し
ておき、これらの情報に基づいて、キャッシュメモリ上
のデータのうち、ライトバックした場合に、その後の上
位装置との平均データ転送レートの期待値が最も大きく
なるデータをライトバックデータとして選択するように
している。
【００１１】より具体的には、上位装置からの読み書き
要求の総量が予め定められた値Ｎｄに達する毎の、上位
装置からの読み出し要求の総量Ｎｒ，その内のリードヒ
ットした総量Ｈｄ，上位装置からの書き込み要求の総量
Ｎｗ，その内のライトヒットした総量Ｔｄ，キャッシュ
メモリ上に存在する各データのリードヒットした総量Ｈ
ｊおよびライトヒットした総量Ｔｊをキャッシュメモリ
利用状況情報として測定すると共にキャッシュメモリ上
の各データのディスク装置における読み書き位置Ｃｊお
よびディスク装置の最終読み書き位置Ｃｉを記録し、キ
ャッシュメモリ上に存在する各データ毎に、そのデータ
がキャッシュメモリに書き込まれた時点の直前に測定さ
れた前記キャッシュメモリ利用状況情報に応じた初期値
Ｓｄを持ち且つそのデータがライトヒットおよびリード
ヒットする毎に所定量だけ更新されるヒット性能値Ｓｊ
を記録し、上位装置との間のデータ転送レートをＬ、デ
ィスク装置との平均データ転送レートをＭ、１シリンダ
当たりのシーク待ち時間をＷｍとし、Ｗｚ＝ＬＭＷｍと
するとき、ライトバック時、 Ｓｊ＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔｊ）｜Ｃｊ−Ｃｉ｜Ｗｚ の値が最小となるデータを、ライトバックデータとして
選択するようにしている。
要求の総量が予め定められた値Ｎｄに達する毎の、上位
装置からの読み出し要求の総量Ｎｒ，その内のリードヒ
ットした総量Ｈｄ，上位装置からの書き込み要求の総量
Ｎｗ，その内のライトヒットした総量Ｔｄ，キャッシュ
メモリ上に存在する各データのリードヒットした総量Ｈ
ｊおよびライトヒットした総量Ｔｊをキャッシュメモリ
利用状況情報として測定すると共にキャッシュメモリ上
の各データのディスク装置における読み書き位置Ｃｊお
よびディスク装置の最終読み書き位置Ｃｉを記録し、キ
ャッシュメモリ上に存在する各データ毎に、そのデータ
がキャッシュメモリに書き込まれた時点の直前に測定さ
れた前記キャッシュメモリ利用状況情報に応じた初期値
Ｓｄを持ち且つそのデータがライトヒットおよびリード
ヒットする毎に所定量だけ更新されるヒット性能値Ｓｊ
を記録し、上位装置との間のデータ転送レートをＬ、デ
ィスク装置との平均データ転送レートをＭ、１シリンダ
当たりのシーク待ち時間をＷｍとし、Ｗｚ＝ＬＭＷｍと
するとき、ライトバック時、 Ｓｊ＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔｊ）｜Ｃｊ−Ｃｉ｜Ｗｚ の値が最小となるデータを、ライトバックデータとして
選択するようにしている。
【００１２】
【作用】一般にディスク制御装置における上位装置との
平均データ転送レートＬ’は、その逆数である平均転送
時間１／Ｌ’を用いて、以下のように示される。 １／Ｌ’＝（ＲＨ／Ｌ）＋｛Ｒ（１−Ｈ）／Ｍ｝＋｛（１−Ｒ）Ｔ／Ｌ｝ ＋｛（１−Ｒ）（１−Ｔ）／Ｍ’｝ …（１） Ｌ：上位装置との間のデータ転送レート Ｒ：リード比率 Ｈ：リードヒット率 Ｔ：ライトヒット率 Ｍ：ディスク装置との平均データ転送レート Ｍ’：ライトミス時のディスク装置とのデータ転送レー
ト
平均データ転送レートＬ’は、その逆数である平均転送
時間１／Ｌ’を用いて、以下のように示される。 １／Ｌ’＝（ＲＨ／Ｌ）＋｛Ｒ（１−Ｈ）／Ｍ｝＋｛（１−Ｒ）Ｔ／Ｌ｝ ＋｛（１−Ｒ）（１−Ｔ）／Ｍ’｝ …（１） Ｌ：上位装置との間のデータ転送レート Ｒ：リード比率 Ｈ：リードヒット率 Ｔ：ライトヒット率 Ｍ：ディスク装置との平均データ転送レート Ｍ’：ライトミス時のディスク装置とのデータ転送レー
ト
【００１３】式（１）の右辺における第１項はリードヒ
ット時の転送時間、第２項はリードミス時の転送時間、
第３項はライトヒット時の転送時間、第４項はライトミ
ス時の転送時間を、それぞれ表す。
ット時の転送時間、第２項はリードミス時の転送時間、
第３項はライトヒット時の転送時間、第４項はライトミ
ス時の転送時間を、それぞれ表す。
【００１４】キャッシュメモリ上の或るデータをライト
バックすると、リードヒット率Ｈ，ライトヒット率Ｔ，
ライトミス時のディスク装置とのデータ転送レートＭ’
が変わるため、ディスク制御装置における上位装置との
平均データ転送レートＬ’が変化することが予想され
る。この変化程度は、どのデータをライトバックするか
で異なる。本発明では、ライトバックした場合に、その
後の上位装置との平均データ転送レートＬ’の期待値が
最も大きくできるようなデータを、ライトバックデータ
として選択することを基本とする。
バックすると、リードヒット率Ｈ，ライトヒット率Ｔ，
ライトミス時のディスク装置とのデータ転送レートＭ’
が変わるため、ディスク制御装置における上位装置との
平均データ転送レートＬ’が変化することが予想され
る。この変化程度は、どのデータをライトバックするか
で異なる。本発明では、ライトバックした場合に、その
後の上位装置との平均データ転送レートＬ’の期待値が
最も大きくできるようなデータを、ライトバックデータ
として選択することを基本とする。
【００１５】式（１）を整理すると、下記のようにな
る。 １／Ｌ’＝｛ＲＨＭ＋Ｒ（１−Ｈ）Ｌ＋（１−Ｒ）ＴＭ ＋（１−Ｒ）（１−Ｔ）ＬＭ／Ｍ’｝／ＬＭ …（２）
る。 １／Ｌ’＝｛ＲＨＭ＋Ｒ（１−Ｈ）Ｌ＋（１−Ｒ）ＴＭ ＋（１−Ｒ）（１−Ｔ）ＬＭ／Ｍ’｝／ＬＭ …（２）
【００１６】式（２）で、上位装置との間のデータ転送
レートＬ、ディスク装置との平均データ転送レートＭは
ディスク制御装置固有のパラメータであり、分母のＬＭ
は定数であると見做すことができる。式（２）の分子を
下記のようにＳと置く。 Ｓ＝ＲＨＭ＋Ｒ（１−Ｈ）Ｌ＋（１−Ｒ）ＴＭ ＋（１−Ｒ）（１−Ｔ）ＬＭ／Ｍ’ …（３）
レートＬ、ディスク装置との平均データ転送レートＭは
ディスク制御装置固有のパラメータであり、分母のＬＭ
は定数であると見做すことができる。式（２）の分子を
下記のようにＳと置く。 Ｓ＝ＲＨＭ＋Ｒ（１−Ｈ）Ｌ＋（１−Ｒ）ＴＭ ＋（１−Ｒ）（１−Ｔ）ＬＭ／Ｍ’ …（３）
【００１７】式（３）のＳは式（２）のＬ’に反比例す
るため、ライトバックした場合に、Ｓの値が最も小さく
なるように、リードヒット率Ｈ，ライトヒット率Ｔ，ラ
イトミス時のディスク装置とのデータ転送レートＭ’に
影響を与えるデータを、ライトバックデータとして選択
すれば良い。
るため、ライトバックした場合に、Ｓの値が最も小さく
なるように、リードヒット率Ｈ，ライトヒット率Ｔ，ラ
イトミス時のディスク装置とのデータ転送レートＭ’に
影響を与えるデータを、ライトバックデータとして選択
すれば良い。
【００１８】ここで、ライトミス時のディスク装置との
データ転送レートＭ’は、以下のように概算することが
できる。 Ｍ’＝Ｄ／｛Ｗｒ＋（Ｃｄ／Ｃｍ）Ｗｓ＋ＸＤ｝ …（４） Ｄ：データ長 Ｗｒ：ディスク装置の回転待ち時間 Ｗｓ：ディスク装置の平均シーク待ち時間 Ｃｄ：対象シリンダまでの差分 Ｃｍ：総シリンダ数の半数 Ｘ：ディスク装置の実転送レート
データ転送レートＭ’は、以下のように概算することが
できる。 Ｍ’＝Ｄ／｛Ｗｒ＋（Ｃｄ／Ｃｍ）Ｗｓ＋ＸＤ｝ …（４） Ｄ：データ長 Ｗｒ：ディスク装置の回転待ち時間 Ｗｓ：ディスク装置の平均シーク待ち時間 Ｃｄ：対象シリンダまでの差分 Ｃｍ：総シリンダ数の半数 Ｘ：ディスク装置の実転送レート
【００１９】式（４）において、右辺分母の第１項は回
転待ち時間、第２項はシーク待ち時間、第３項は実デー
タ転送時間を表している。
転待ち時間、第２項はシーク待ち時間、第３項は実デー
タ転送時間を表している。
【００２０】１回の読み書き当たりのデータ長を固定と
すると、式（４）の中の変数は、対象シリンダまでの差
分Ｃｄのみになる。或る単位データ長ｄ０当たりのデー
タ転送レートを求めると、式（４）は、以下のように修
正される。 Ｍ’＝１／（Ｗ０＋ＣｄＷｍ） …（５） Ｗ０：（Ｗｒ＋ＸＤ０）／ｄ０ …… シーク待ち時間
以外 Ｗｍ：Ｗｓ／（Ｃｍ・ｄ０） …… １シリンダ当た
りのシーク待ち時間
すると、式（４）の中の変数は、対象シリンダまでの差
分Ｃｄのみになる。或る単位データ長ｄ０当たりのデー
タ転送レートを求めると、式（４）は、以下のように修
正される。 Ｍ’＝１／（Ｗ０＋ＣｄＷｍ） …（５） Ｗ０：（Ｗｒ＋ＸＤ０）／ｄ０ …… シーク待ち時間
以外 Ｗｍ：Ｗｓ／（Ｃｍ・ｄ０） …… １シリンダ当た
りのシーク待ち時間
【００２１】式（５）を式（３）に代入すると、次式を
得る。 Ｓ＝ＲＨＭ＋Ｒ（１−Ｈ）Ｌ＋（１−Ｒ）ＴＭ ＋（１−Ｒ）（１−Ｔ）ＬＭ（Ｗ０＋ＣｄＷｍ） …（６）
得る。 Ｓ＝ＲＨＭ＋Ｒ（１−Ｈ）Ｌ＋（１−Ｒ）ＴＭ ＋（１−Ｒ）（１−Ｔ）ＬＭ（Ｗ０＋ＣｄＷｍ） …（６）
【００２２】従って、ライトバックした場合に、上記
（６）式のＳの値が最も小さくなるように、リードヒッ
ト率Ｈ，ライトヒット率Ｔに影響を与え、また、そのよ
うな対象シリンダまでの差分Ｃｄを持つデータを、ライ
トバックデータとして選択すれば良いことになる。な
お、式（６）において、Ｍ，Ｌ，Ｗ０，Ｗｍはディスク
制御装置固有のパラメータであり、Ｒは上位装置からの
読み書き要求の頻度により一意に決定される。
（６）式のＳの値が最も小さくなるように、リードヒッ
ト率Ｈ，ライトヒット率Ｔに影響を与え、また、そのよ
うな対象シリンダまでの差分Ｃｄを持つデータを、ライ
トバックデータとして選択すれば良いことになる。な
お、式（６）において、Ｍ，Ｌ，Ｗ０，Ｗｍはディスク
制御装置固有のパラメータであり、Ｒは上位装置からの
読み書き要求の頻度により一意に決定される。
【００２３】以下、ライトバックした場合に、上記
（６）式のＳの値が最も小さくできるデータを、ライト
バックデータとして選択する具体的な方法を説明する。
（６）式のＳの値が最も小さくできるデータを、ライト
バックデータとして選択する具体的な方法を説明する。
【００２４】式（６）では、リード比率Ｒ，リードヒッ
ト率Ｈ，ライトヒット率Ｔは、確率として表されてい
る。Ｒ，Ｈ，Ｔを実測するには、適当なデータ量Ｎｄを
定め、このデータ量Ｎｄだけ上位装置からのデータ読み
書き要求が行われた際の、読み出しデータ量Ｎｒ，この
読み出しデータ量Ｎｒの内のリードヒットしたデータ量
Ｈｄ，書き込みデータ量Ｎｗ，この書き込みデータ量Ｎ
ｗの内のライトヒットしたデータ量Ｔｄを求め、以下の
ように算出すればよい。 Ｒ＝Ｎｒ／Ｎｄ …（７） Ｈ＝Ｈｄ／Ｎｒ …（８） Ｔ＝Ｔｄ／Ｎｗ …（９） Ｎｒ：データ量Ｎｄの内の読み出しデータ量 Ｈｄ：読み出しデータ量Ｎｒの内のリードヒットしたデ
ータ量 Ｔｄ：書き込みデータ量Ｎｗの内のライトヒットしたデ
ータ量 （Ｎｗ＝Ｎｄ−Ｎｒ）
ト率Ｈ，ライトヒット率Ｔは、確率として表されてい
る。Ｒ，Ｈ，Ｔを実測するには、適当なデータ量Ｎｄを
定め、このデータ量Ｎｄだけ上位装置からのデータ読み
書き要求が行われた際の、読み出しデータ量Ｎｒ，この
読み出しデータ量Ｎｒの内のリードヒットしたデータ量
Ｈｄ，書き込みデータ量Ｎｗ，この書き込みデータ量Ｎ
ｗの内のライトヒットしたデータ量Ｔｄを求め、以下の
ように算出すればよい。 Ｒ＝Ｎｒ／Ｎｄ …（７） Ｈ＝Ｈｄ／Ｎｒ …（８） Ｔ＝Ｔｄ／Ｎｗ …（９） Ｎｒ：データ量Ｎｄの内の読み出しデータ量 Ｈｄ：読み出しデータ量Ｎｒの内のリードヒットしたデ
ータ量 Ｔｄ：書き込みデータ量Ｎｗの内のライトヒットしたデ
ータ量 （Ｎｗ＝Ｎｄ−Ｎｒ）
【００２５】さて、キャッシュメモリ上に存在する或る
データｊをライトバックした場合、以後データｊに対す
るリードヒット，ライトヒットが望めなくなるため、上
記の読み出しデータ量Ｎｒの内のリードヒットしたデー
タ量Ｈｄ，書き込みデータ量Ｎｗの内のライトヒットし
たデータ量Ｔｄは、データｊに対してリードヒットした
データ量（Ｈｊとする），ライトヒットしたデータ量
（Ｔｊとする）を差し引いて考える必要がある。今、Ｈ
ｄ，ＴｄよりＨｊ，Ｔｊを減じたものを、 Ｈ’＝Ｈｄ−Ｈｊ …（１０） Ｔ’＝Ｔｄ−Ｔｊ …（１１） と置き、この式（１０），（１１）のＨ’，Ｔ’を式
（８），（９）のＨｄ，Ｔｄと置き換え、また、式
（７），（８），（９）を用いて式（６）を整理し、Ｓ
をＳｊ’として、データｊをライトバックした場合の評
価式、即ち当該データｊがライトバックデータに適する
度合いを示す式を導出すると、以下の式が得られる。 Ｓｊ’Ｎｄ＝Ｈ’Ｍ＋（Ｎｒ−Ｈ’）Ｌ＋Ｔ’Ｍ ＋（Ｎｗ−Ｔ’）ＬＭ（Ｗ０＋｜Ｃｊ−Ｃｉ｜Ｗｍ） …（１２） 但し、Ｃｉはディスク装置の最終読み書き位置であるシ
リンダ番号、Ｃｊはデータｊの読み書き位置であるシリ
ンダ番号であり、｜Ｃｊ−Ｃｉ｜は、両者の差の絶対値
を表す。
データｊをライトバックした場合、以後データｊに対す
るリードヒット，ライトヒットが望めなくなるため、上
記の読み出しデータ量Ｎｒの内のリードヒットしたデー
タ量Ｈｄ，書き込みデータ量Ｎｗの内のライトヒットし
たデータ量Ｔｄは、データｊに対してリードヒットした
データ量（Ｈｊとする），ライトヒットしたデータ量
（Ｔｊとする）を差し引いて考える必要がある。今、Ｈ
ｄ，ＴｄよりＨｊ，Ｔｊを減じたものを、 Ｈ’＝Ｈｄ−Ｈｊ …（１０） Ｔ’＝Ｔｄ−Ｔｊ …（１１） と置き、この式（１０），（１１）のＨ’，Ｔ’を式
（８），（９）のＨｄ，Ｔｄと置き換え、また、式
（７），（８），（９）を用いて式（６）を整理し、Ｓ
をＳｊ’として、データｊをライトバックした場合の評
価式、即ち当該データｊがライトバックデータに適する
度合いを示す式を導出すると、以下の式が得られる。 Ｓｊ’Ｎｄ＝Ｈ’Ｍ＋（Ｎｒ−Ｈ’）Ｌ＋Ｔ’Ｍ ＋（Ｎｗ−Ｔ’）ＬＭ（Ｗ０＋｜Ｃｊ−Ｃｉ｜Ｗｍ） …（１２） 但し、Ｃｉはディスク装置の最終読み書き位置であるシ
リンダ番号、Ｃｊはデータｊの読み書き位置であるシリ
ンダ番号であり、｜Ｃｊ−Ｃｉ｜は、両者の差の絶対値
を表す。
【００２６】式（１２）の左辺のＳｊ’Ｎｄを以下のよ
うにＳｊ”と置き、このＳｊ”をデータｊの評価値とす
る。この評価値が小さいほど、ライトバックデータへの
適合度が高くなる。 Ｓｊ”＝Ｓｊ’Ｎｄ …（１３）
うにＳｊ”と置き、このＳｊ”をデータｊの評価値とす
る。この評価値が小さいほど、ライトバックデータへの
適合度が高くなる。 Ｓｊ”＝Ｓｊ’Ｎｄ …（１３）
【００２７】キャッシュメモリ上の他のデータについて
も、それをライトバックした場合の評価値をデータｊと
同様に導出し、全データの内で評価値の値が最も小さい
データを選択すれば、そのデータが、ライトバックに最
適なデータとなる。
も、それをライトバックした場合の評価値をデータｊと
同様に導出し、全データの内で評価値の値が最も小さい
データを選択すれば、そのデータが、ライトバックに最
適なデータとなる。
【００２８】ライトバック時に、キャッシュメモリ上の
各データについて前記（１２）式を計算するようにして
も良いが、比較的計算量が多くなる。この計算量を削減
するためには、以下のようにすれば良い。
各データについて前記（１２）式を計算するようにして
も良いが、比較的計算量が多くなる。この計算量を削減
するためには、以下のようにすれば良い。
【００２９】先ず、式（１０），（１１）を用いて、式
（１２）から、データｊに依存しない項のみを抽出し、
それを次のようにＳｄと置く。 Ｓｄ＝ＨｄＭ＋（Ｎｒ−Ｈｄ）Ｌ＋ＴｄＭ＋（Ｎｗ−Ｔｄ）ＬＭＷ０ …（１４）
（１２）から、データｊに依存しない項のみを抽出し、
それを次のようにＳｄと置く。 Ｓｄ＝ＨｄＭ＋（Ｎｒ−Ｈｄ）Ｌ＋ＴｄＭ＋（Ｎｗ−Ｔｄ）ＬＭＷ０ …（１４）
【００３０】式（１２）に式（１４）を代入し整理する
と、以下の式を得る。 Ｓｊ”＝Ｓｄ−ＨｊＭ＋ＨｊＬ−ＴｊＭ＋ＴｊＬＭＷ０ ＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔｊ）ＬＭ（｜Ｃｊ−Ｃｉ｜Ｗｍ） …（１５）
と、以下の式を得る。 Ｓｊ”＝Ｓｄ−ＨｊＭ＋ＨｊＬ−ＴｊＭ＋ＴｊＬＭＷ０ ＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔｊ）ＬＭ（｜Ｃｊ−Ｃｉ｜Ｗｍ） …（１５）
【００３１】ここで、式（１５）における右辺第１項の
Ｓｄは、Ｓｊ”の初期値であり、データｊをキャッシュ
メモリに書き込んだ時点で求めておくことができる。ま
た、第２項から第５項までは、Ｈｊ，Ｔｊの更新時に値
が確定する。式（１５）の右辺第１項から第５項までを
整理し、次式のように置く。 Ｓｊ＝Ｓｄ＋Ｈｊ（Ｌ−Ｍ）＋ＴｊＭ（ＬＷ０−１） …（１６）
Ｓｄは、Ｓｊ”の初期値であり、データｊをキャッシュ
メモリに書き込んだ時点で求めておくことができる。ま
た、第２項から第５項までは、Ｈｊ，Ｔｊの更新時に値
が確定する。式（１５）の右辺第１項から第５項までを
整理し、次式のように置く。 Ｓｊ＝Ｓｄ＋Ｈｊ（Ｌ−Ｍ）＋ＴｊＭ（ＬＷ０−１） …（１６）
【００３２】式（１６）の内、定数項をまとめると、次
式を得る。 Ｓｊ＝Ｓｄ＋ＨｊＬ’＋ＴｊＭ’ …（１７） Ｌ’＝（Ｌ−Ｍ） …（１８） Ｍ’＝Ｍ（ＬＷ０−１） …（１９）
式を得る。 Ｓｊ＝Ｓｄ＋ＨｊＬ’＋ＴｊＭ’ …（１７） Ｌ’＝（Ｌ−Ｍ） …（１８） Ｍ’＝Ｍ（ＬＷ０−１） …（１９）
【００３３】上記の式（１６）のＳｊをデータｊのヒッ
ト性能値と呼ぶ。ヒット性能値Ｓｊの初期値はＳｄであ
り、その後、データｊがキャッシュメモリ上でリードヒ
ット，ライトヒットする毎に、即ちＨｊ，Ｔｊが変化す
る毎に、更新される。Ｈｊ，Ｔｊの更新時の変位量は、
単位データ長ｄ０と同じであるので、Ｓｊの更新は以下
のように行えば良い。
ト性能値と呼ぶ。ヒット性能値Ｓｊの初期値はＳｄであ
り、その後、データｊがキャッシュメモリ上でリードヒ
ット，ライトヒットする毎に、即ちＨｊ，Ｔｊが変化す
る毎に、更新される。Ｈｊ，Ｔｊの更新時の変位量は、
単位データ長ｄ０と同じであるので、Ｓｊの更新は以下
のように行えば良い。
【００３４】 ○ライトヒット時 Ｓｊ←Ｓｊ＋Ｍ’ｄ０ ○リードヒット時 Ｓｊ←Ｓｊ＋Ｌ’ｄ０ ○ライトミスヒット時，リードミスヒット時 Ｓｊ←Ｓｊ（更新なし） …（２０）
【００３５】更に、式（１５）の右辺第６項で、Ｌ，
Ｍ，Ｗｍは定数であるので、これを以下のようにまとめ
る。 Ｗｚ＝ＬＭＷｍ …（２１）
Ｍ，Ｗｍは定数であるので、これを以下のようにまとめ
る。 Ｗｚ＝ＬＭＷｍ …（２１）
【００３６】式（１６）〜（１９），（２１）を、式
（１５）に代入し整理すると、次式を得る。 Ｓｊ”＝Ｓｊ＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔｊ）｜Ｃｊ−Ｃｉ｜Ｗｚ …（２２）
（１５）に代入し整理すると、次式を得る。 Ｓｊ”＝Ｓｊ＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔｊ）｜Ｃｊ−Ｃｉ｜Ｗｚ …（２２）
【００３７】ライトバックする場合、キャッシュメモリ
上のデータｊについて、式（２２）のＳｊ”を求め、同
様にキャッシュメモリ上の他の全てのデータｌについて
も式（２２）のＳｌ”を求め、その最小のものをライト
バックデータとして選択すれば良い。
上のデータｊについて、式（２２）のＳｊ”を求め、同
様にキャッシュメモリ上の他の全てのデータｌについて
も式（２２）のＳｌ”を求め、その最小のものをライト
バックデータとして選択すれば良い。
【００３８】なお、以上の説明では、上位装置からの読
み書き要求の総量が予め定められた値Ｎｄに達する毎
の、上位装置からの読み出し要求の総量Ｎｒ，その内の
リードヒットした総量Ｈｄ，上位装置からの書き込み要
求の総量Ｎｗ，その内のライトヒットした総量Ｔｄ，キ
ャッシュメモリ上に存在する各データのリードヒットし
た総量Ｈｊおよびライトヒットした総量Ｔｊを前記キャ
ッシュメモリ利用状況情報として測定したが、或る一定
期間毎の、上位装置からの読み書き要求の総量Ｎｄ，上
位装置からの読み出し要求の総量Ｎｒ，その内のリード
ヒットした総量Ｈｄ，上位装置からの書き込み要求の総
量Ｎｗ，その内のライトヒットした総量Ｔｄ，キャッシ
ュメモリ上に存在する各データのリードヒットした総量
Ｈｊおよびライトヒットした総量Ｔｊを、キャッシュメ
モリ利用状況情報として測定するようにしても良い。
み書き要求の総量が予め定められた値Ｎｄに達する毎
の、上位装置からの読み出し要求の総量Ｎｒ，その内の
リードヒットした総量Ｈｄ，上位装置からの書き込み要
求の総量Ｎｗ，その内のライトヒットした総量Ｔｄ，キ
ャッシュメモリ上に存在する各データのリードヒットし
た総量Ｈｊおよびライトヒットした総量Ｔｊを前記キャ
ッシュメモリ利用状況情報として測定したが、或る一定
期間毎の、上位装置からの読み書き要求の総量Ｎｄ，上
位装置からの読み出し要求の総量Ｎｒ，その内のリード
ヒットした総量Ｈｄ，上位装置からの書き込み要求の総
量Ｎｗ，その内のライトヒットした総量Ｔｄ，キャッシ
ュメモリ上に存在する各データのリードヒットした総量
Ｈｊおよびライトヒットした総量Ｔｊを、キャッシュメ
モリ利用状況情報として測定するようにしても良い。
【００３９】また、１回当たりの読み出し，書き込み要
求のデータサイズ，キャッシュメモリ上のデータのサイ
ズ，ディスク制御装置とディスク装置との間のデータ転
送サイズが全て等しい場合は、上記の各「総量」は「回
数」と読み替えることができる。
求のデータサイズ，キャッシュメモリ上のデータのサイ
ズ，ディスク制御装置とディスク装置との間のデータ転
送サイズが全て等しい場合は、上記の各「総量」は「回
数」と読み替えることができる。
【００４０】
【発明の実施の形態】次に本発明の実施の形態の例につ
いて図面を参照して詳細に説明する。
いて図面を参照して詳細に説明する。
【００４１】図１は本発明を適用したディスク制御装置
の一例を示すブロック図である。この例のディスク制御
装置は、上位接続バス１０１を通じて図示しない上位装
置（例えば中央処理装置）と接続され、下位接続バス１
０２を通じてディスク装置（磁気ディスク装置）１０と
接続されている。なお、図では１台のディスク装置しか
接続されていないが、複数台のディスク装置を接続する
ことが可能である。
の一例を示すブロック図である。この例のディスク制御
装置は、上位接続バス１０１を通じて図示しない上位装
置（例えば中央処理装置）と接続され、下位接続バス１
０２を通じてディスク装置（磁気ディスク装置）１０と
接続されている。なお、図では１台のディスク装置しか
接続されていないが、複数台のディスク装置を接続する
ことが可能である。
【００４２】ディスク制御装置１の内部には、ＣＰＵお
よびメモリ等で構成された制御機構１１とキャッシュメ
モリ１２とが含まれ、また、キャッシュミスヒット転送
バス１１１，キャッシュヒット転送バス１１２，キャッ
シュメモリライトバック転送バス１１３といった転送バ
スがある。
よびメモリ等で構成された制御機構１１とキャッシュメ
モリ１２とが含まれ、また、キャッシュミスヒット転送
バス１１１，キャッシュヒット転送バス１１２，キャッ
シュメモリライトバック転送バス１１３といった転送バ
スがある。
【００４３】キャッシュメモリ１２は、複数のデータブ
ロック１２０〜１２ｎを有し、この各データブロック１
２０〜１２ｎに、ディスク装置１０に格納されたデータ
の一部の写しを保持している。制御装置１１は、上位装
置からの要求内容とキャッシュメモリ１２の状態とに基
づいて、何れかのデータ転送バスを使用して、以下のよ
うにデータ転送を制御する。
ロック１２０〜１２ｎを有し、この各データブロック１
２０〜１２ｎに、ディスク装置１０に格納されたデータ
の一部の写しを保持している。制御装置１１は、上位装
置からの要求内容とキャッシュメモリ１２の状態とに基
づいて、何れかのデータ転送バスを使用して、以下のよ
うにデータ転送を制御する。
【００４４】上位装置からデータ読み出し要求があった
場合、キャッシュメモリ１２でリードヒットしたとき
は、キャッシュヒット転送バス１１２を使用してキャッ
シュメモリ１２上の該当するデータを上位接続バス１０
１を介して上位装置へ転送する。また、リードミスヒッ
トしたときは、キャッシュミスヒット転送バス１１１を
使用して該当するデータを下位接続バス１０２を介して
ディスク装置１０から読み出し、キャッシュメモリ１２
の空きのデータブロックに格納すると共に、上位接続バ
ス１０１を介して上位装置へ転送する。
場合、キャッシュメモリ１２でリードヒットしたとき
は、キャッシュヒット転送バス１１２を使用してキャッ
シュメモリ１２上の該当するデータを上位接続バス１０
１を介して上位装置へ転送する。また、リードミスヒッ
トしたときは、キャッシュミスヒット転送バス１１１を
使用して該当するデータを下位接続バス１０２を介して
ディスク装置１０から読み出し、キャッシュメモリ１２
の空きのデータブロックに格納すると共に、上位接続バ
ス１０１を介して上位装置へ転送する。
【００４５】他方、上位装置からデータ書き込み要求が
あった場合、キャッシュメモリ１２でライトヒットした
ときは、キャッシュヒット転送バス１１２を使用して、
書き込みデータを、ヒットしたデータブロックに書き込
み、その時点で上位装置に書き込み完了を報告する。ま
た、ライトミスヒットしたときは、キャッシュヒット転
送バス１１２を使用して、書き込みデータを、空きのデ
ータブロックに書き込み、その時点で上位装置に書き込
み完了を報告する。これら書き込まれたデータは、その
書き込みとは非同期にディスク装置１０へ書き込まれ
る。
あった場合、キャッシュメモリ１２でライトヒットした
ときは、キャッシュヒット転送バス１１２を使用して、
書き込みデータを、ヒットしたデータブロックに書き込
み、その時点で上位装置に書き込み完了を報告する。ま
た、ライトミスヒットしたときは、キャッシュヒット転
送バス１１２を使用して、書き込みデータを、空きのデ
ータブロックに書き込み、その時点で上位装置に書き込
み完了を報告する。これら書き込まれたデータは、その
書き込みとは非同期にディスク装置１０へ書き込まれ
る。
【００４６】なお、本実施例では、上位装置からの１回
当たりの要求量，キャッシュメモリ１２のデータブロッ
クのサイズ，磁気ディスク装置に対する読み書きデータ
のサイズを同じ大きさｄ０としている。
当たりの要求量，キャッシュメモリ１２のデータブロッ
クのサイズ，磁気ディスク装置に対する読み書きデータ
のサイズを同じ大きさｄ０としている。
【００４７】キャッシュメモリ１２上の全てのデータブ
ロックが使用中となり、空きのデータブロックが無くな
ると、リードミスヒット時およびライトミスヒット時に
新たなデータをキャッシュメモリ１２に格納することが
できなくなる。それを避けるために、キャッシュメモリ
１２に空きのデータブロックが全く無くなった時点で、
または、空きのデータブロックが或る数以下に減少した
時点で、キャッシュメモリ１２上のデータブロックのう
ちの何れかに格納されたデータをディスク装置１０に書
き戻し、空きのデータブロックを確保する。このとき、
どのデータブロックのデータをライトバックデータとし
て選択するかを、キャッシュメモリ１２に設けられたキ
ャッシュヒット率管理テーブル１３，制御装置１１に設
けられたディスク装置最終読み書き位置ポインタ１１
０，転送データ累計カウンタ１１４およびキャッシュヒ
ット率管理テーブルバンクセレクタ１１５を使って、制
御装置１１が決定する。
ロックが使用中となり、空きのデータブロックが無くな
ると、リードミスヒット時およびライトミスヒット時に
新たなデータをキャッシュメモリ１２に格納することが
できなくなる。それを避けるために、キャッシュメモリ
１２に空きのデータブロックが全く無くなった時点で、
または、空きのデータブロックが或る数以下に減少した
時点で、キャッシュメモリ１２上のデータブロックのう
ちの何れかに格納されたデータをディスク装置１０に書
き戻し、空きのデータブロックを確保する。このとき、
どのデータブロックのデータをライトバックデータとし
て選択するかを、キャッシュメモリ１２に設けられたキ
ャッシュヒット率管理テーブル１３，制御装置１１に設
けられたディスク装置最終読み書き位置ポインタ１１
０，転送データ累計カウンタ１１４およびキャッシュヒ
ット率管理テーブルバンクセレクタ１１５を使って、制
御装置１１が決定する。
【００４８】キャッシュヒット率管理テーブル１３，転
送データ累計カウンタ１１４及びキャッシュヒット率管
理テーブルバンクセレクタ１１５の構成例を図２に示
す。
送データ累計カウンタ１１４及びキャッシュヒット率管
理テーブルバンクセレクタ１１５の構成例を図２に示
す。
【００４９】転送データ累計カウンタ１１４は、図２に
示すように、ＴＯＴＡＬ，ＲＥＡＤ，Ｒ−ＨＩＴ，ＷＲ
ＩＴＥ，Ｗ−ＨＩＴの５つのエントリを有し、各エント
リはバンク０とバンク１とに分けられている。２つのバ
ンク０，１は、計測中の情報を保持するためと前回計測
した結果を保持するためとに交互に使用される。即ち、
計測中の情報をバンク０に格納しているときは、バンク
１には直前の計測結果が保存される。そして、バンク０
を使用した計測が終了すると、その計測結果をバンク０
が保持し、新たな計測はバンク１を使用して行われる。
図２は、前回の計測結果をバンク０が保持し、現在バン
ク１を使用して計測が行われている状態を示している。
各エントリには、以下のような情報が格納される。
示すように、ＴＯＴＡＬ，ＲＥＡＤ，Ｒ−ＨＩＴ，ＷＲ
ＩＴＥ，Ｗ−ＨＩＴの５つのエントリを有し、各エント
リはバンク０とバンク１とに分けられている。２つのバ
ンク０，１は、計測中の情報を保持するためと前回計測
した結果を保持するためとに交互に使用される。即ち、
計測中の情報をバンク０に格納しているときは、バンク
１には直前の計測結果が保存される。そして、バンク０
を使用した計測が終了すると、その計測結果をバンク０
が保持し、新たな計測はバンク１を使用して行われる。
図２は、前回の計測結果をバンク０が保持し、現在バン
ク１を使用して計測が行われている状態を示している。
各エントリには、以下のような情報が格納される。
【００５０】ＴＯＴＡＬのエントリには、上位装置から
の読み書き要求の総量の計測結果Ｎｄと計測中の値Ｎｘ
とが格納される。上述したバンクの切り替えは、計測中
の値ＮｘがＮｄに達した時点で行われる。
の読み書き要求の総量の計測結果Ｎｄと計測中の値Ｎｘ
とが格納される。上述したバンクの切り替えは、計測中
の値ＮｘがＮｄに達した時点で行われる。
【００５１】ＲＥＡＤのエントリには、上位装置からの
読み書き要求の総量Ｎｄのうちの読み出し要求分の総量
の計測結果Ｎｒと、読み書き要求の計測中の総量Ｎｘの
うちの読み出し要求分の計測中の値Ｎｒｘとが格納され
る。
読み書き要求の総量Ｎｄのうちの読み出し要求分の総量
の計測結果Ｎｒと、読み書き要求の計測中の総量Ｎｘの
うちの読み出し要求分の計測中の値Ｎｒｘとが格納され
る。
【００５２】Ｒ−ＨＩＴのエントリには、読み出し要求
の総量の計測結果Ｎｒのうちのリードヒットした総量の
計測結果Ｈｄと、読み出し要求の計測中の総量Ｎｒｘの
うちのリードヒットした総量の計測中の値Ｈｘとが格納
される。
の総量の計測結果Ｎｒのうちのリードヒットした総量の
計測結果Ｈｄと、読み出し要求の計測中の総量Ｎｒｘの
うちのリードヒットした総量の計測中の値Ｈｘとが格納
される。
【００５３】ＷＲＩＴＥのエントリには、上位装置から
の読み書き要求の総量Ｎｄのうちの書き込み要求分の総
量の計測結果Ｎｗと、読み書き要求の計測中の総量Ｎｘ
のうちの書き込み要求分の計測中の総量の値Ｎｗｘとが
格納される。
の読み書き要求の総量Ｎｄのうちの書き込み要求分の総
量の計測結果Ｎｗと、読み書き要求の計測中の総量Ｎｘ
のうちの書き込み要求分の計測中の総量の値Ｎｗｘとが
格納される。
【００５４】Ｗ−ＨＩＴのエントリには、書き込み要求
の総量の計測結果Ｎｗのうちのライトヒットした総量の
計測結果Ｔｄと、書き込み要求の計測中の総量Ｎｗｘの
うちのリードヒットした総量の計測中の値Ｔｘとが格納
される。
の総量の計測結果Ｎｗのうちのライトヒットした総量の
計測結果Ｔｄと、書き込み要求の計測中の総量Ｎｗｘの
うちのリードヒットした総量の計測中の値Ｔｘとが格納
される。
【００５５】キャッシュヒット率管理テーブル１３は、
図２に示すように、キャッシュメモリ１２上に存在する
データブロック１２０〜１２ｎに１対１に対応するエン
トリを有し、各エントリは、ｄａｔａ ｂｌｏｃｋ ｎ
ｕｍｂｅｒ，ｒｅａｄ ｈｉｔ ｒａｔｅ，ｗｒｉｔｅ
ｈｉｔ ｒａｔｅ，ｃｙｌｉｎｄｅｒ ｎｕｍｂｅ
ｒ，ｃａｃｈｅ ｄａｔａ ａｄｄｒｅｓｓ ｐｏｉｎ
ｔｅｒ，ｈｉｔ ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅの各項目から
なる。また、ｒｅａｄ ｈｉｔ ｒａｔｅ，ｗｒｉｔｅ
ｈｉｔ ｒａｔｅの項目は、バンク０とバンク１とに
分けられている。２つのバンク０，１は、転送データ累
計カウンタ１１４におけるバンク０，１と同様に計測中
の情報を保持するためと前回計測した結果を保持するた
めとに交互に使用される。各項目には、以下のような情
報が格納される。
図２に示すように、キャッシュメモリ１２上に存在する
データブロック１２０〜１２ｎに１対１に対応するエン
トリを有し、各エントリは、ｄａｔａ ｂｌｏｃｋ ｎ
ｕｍｂｅｒ，ｒｅａｄ ｈｉｔ ｒａｔｅ，ｗｒｉｔｅ
ｈｉｔ ｒａｔｅ，ｃｙｌｉｎｄｅｒ ｎｕｍｂｅ
ｒ，ｃａｃｈｅ ｄａｔａ ａｄｄｒｅｓｓ ｐｏｉｎ
ｔｅｒ，ｈｉｔ ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅの各項目から
なる。また、ｒｅａｄ ｈｉｔ ｒａｔｅ，ｗｒｉｔｅ
ｈｉｔ ｒａｔｅの項目は、バンク０とバンク１とに
分けられている。２つのバンク０，１は、転送データ累
計カウンタ１１４におけるバンク０，１と同様に計測中
の情報を保持するためと前回計測した結果を保持するた
めとに交互に使用される。各項目には、以下のような情
報が格納される。
【００５６】ｄａｔａ ｂｌｏｃｋ ｎｕｍｂｅｒの項
目には、データブロック１２０〜１２ｎの番号が予め格
納されている。
目には、データブロック１２０〜１２ｎの番号が予め格
納されている。
【００５７】ｒｅａｄ ｈｉｔ ｒａｔｅの項目には、
当該データブロックにデータが格納されている場合、上
位装置からの読み書き要求の総量Ｎｄの間に当該データ
ブロックにリードヒットした総量の計測結果Ｈ０〜Ｈｎ
と、上位装置からの読み書き要求の総量Ｎｘの内の当該
データブロックにリードヒットした総量の計測中の値ｈ
０〜ｈｎとが格納される。当該データブロックにデータ
が格納されていない場合は、“０”である。
当該データブロックにデータが格納されている場合、上
位装置からの読み書き要求の総量Ｎｄの間に当該データ
ブロックにリードヒットした総量の計測結果Ｈ０〜Ｈｎ
と、上位装置からの読み書き要求の総量Ｎｘの内の当該
データブロックにリードヒットした総量の計測中の値ｈ
０〜ｈｎとが格納される。当該データブロックにデータ
が格納されていない場合は、“０”である。
【００５８】ｗｒｉｔｅ ｈｉｔ ｒａｔｅの項目に
は、当該データブロックにデータが格納されている場
合、上位装置からの読み書き要求の総量Ｎｄの間に当該
データブロックにライトヒットした総量の計測結果Ｔ０
〜Ｔｎと、上位装置からの読み書き要求の総量Ｎｘの内
の当該データブロックにライトヒットした総量の計測中
の値ｔ０〜ｔｎとが格納される。当該データブロックに
データが格納されていない場合は、“０”である。
は、当該データブロックにデータが格納されている場
合、上位装置からの読み書き要求の総量Ｎｄの間に当該
データブロックにライトヒットした総量の計測結果Ｔ０
〜Ｔｎと、上位装置からの読み書き要求の総量Ｎｘの内
の当該データブロックにライトヒットした総量の計測中
の値ｔ０〜ｔｎとが格納される。当該データブロックに
データが格納されていない場合は、“０”である。
【００５９】ｃｙｌｉｎｄｅｒ ｎｕｍｂｅｒの項目に
は、当該データブロックにデータが格納されている場
合、そのデータが書き込まれているディスク装置１０上
のシリンダの番号Ｃ０〜Ｃｎが格納される。当該データ
ブロックにデータが格納されていない場合は、“ ”
（ヌル）である。
は、当該データブロックにデータが格納されている場
合、そのデータが書き込まれているディスク装置１０上
のシリンダの番号Ｃ０〜Ｃｎが格納される。当該データ
ブロックにデータが格納されていない場合は、“ ”
（ヌル）である。
【００６０】ｃａｃｈｅ ｄａｔａ ａｄｄｒｅｓｓ
ｐｏｉｎｔｅｒの項目には、当該データブロックにデー
タが格納されている場合、そのデータのキャッシュメモ
リ１２上の位置を指し示すポインタが格納される。当該
データブロックにデータが格納されていない場合は、
“ ”（ヌル）である。
ｐｏｉｎｔｅｒの項目には、当該データブロックにデー
タが格納されている場合、そのデータのキャッシュメモ
リ１２上の位置を指し示すポインタが格納される。当該
データブロックにデータが格納されていない場合は、
“ ”（ヌル）である。
【００６１】ｈｉｔ ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅの項目に
は、当該データブロックにデータが格納されている場
合、本発明の作用の項で説明したヒット性能値Ｓ０〜Ｓ
ｎが格納されている。当該データブロックにデータが格
納されていない場合は、“０”である。
は、当該データブロックにデータが格納されている場
合、本発明の作用の項で説明したヒット性能値Ｓ０〜Ｓ
ｎが格納されている。当該データブロックにデータが格
納されていない場合は、“０”である。
【００６２】キャッシュヒット率管理テーブルバンクセ
レクタ１１５は、転送データ累計カウンタ１１４のバン
ク０，１およびキャッシュヒット率管理テーブル１３の
バンク０，１を切り替えるためのものである。前述した
ように、バンクの切り替えは、計測中の値Ｎｘが予め定
められたＮｄに達した時点で行われる。
レクタ１１５は、転送データ累計カウンタ１１４のバン
ク０，１およびキャッシュヒット率管理テーブル１３の
バンク０，１を切り替えるためのものである。前述した
ように、バンクの切り替えは、計測中の値Ｎｘが予め定
められたＮｄに達した時点で行われる。
【００６３】図３乃至図７は、キャッシュヒット率管理
テーブル１３，転送データ累計カウンタ１１４及びキャ
ッシュヒット率管理テーブルバンクセレクタ１１５の内
容が更新されるようすを示しており、図３はリードヒッ
ト時のようすを、図４はライトヒット時で且つバンク切
り替えが行われた時のようすを、図５はリードミス時の
ようすを、図６はライトミス時のようすを、図７はライ
トバック時のようすを、それぞれ示す。
テーブル１３，転送データ累計カウンタ１１４及びキャ
ッシュヒット率管理テーブルバンクセレクタ１１５の内
容が更新されるようすを示しており、図３はリードヒッ
ト時のようすを、図４はライトヒット時で且つバンク切
り替えが行われた時のようすを、図５はリードミス時の
ようすを、図６はライトミス時のようすを、図７はライ
トバック時のようすを、それぞれ示す。
【００６４】また、図８は制御機構１１の処理例を示す
フローチャートであり、図９は図８のステップＳＴ８の
ライト処理の一例を示すフローチャート、図１０は図８
のステップＳＴ５，ＳＴ１４および図９のステップＳＴ
８３のライトバック処理の一例を示すフローチャートで
ある。これらの処理を、制御機構１１を構成するデータ
処理装置に実行させるためのプログラムは、図１の記録
媒体２０に記録されている。記録媒体２０は、磁気ディ
スク装置，半導体メモリその他の媒体であって良い。記
録媒体２０に記録されたプログラムは制御機構１１を構
成するデータ処理装置に読み込まれ、データ処理装置の
動作を制御し、図８乃至図１０に示す処理をデータ処理
装置に行わせる。
フローチャートであり、図９は図８のステップＳＴ８の
ライト処理の一例を示すフローチャート、図１０は図８
のステップＳＴ５，ＳＴ１４および図９のステップＳＴ
８３のライトバック処理の一例を示すフローチャートで
ある。これらの処理を、制御機構１１を構成するデータ
処理装置に実行させるためのプログラムは、図１の記録
媒体２０に記録されている。記録媒体２０は、磁気ディ
スク装置，半導体メモリその他の媒体であって良い。記
録媒体２０に記録されたプログラムは制御機構１１を構
成するデータ処理装置に読み込まれ、データ処理装置の
動作を制御し、図８乃至図１０に示す処理をデータ処理
装置に行わせる。
【００６５】以下、各図を参照して本実施例の動作を説
明する。
明する。
【００６６】初期の状態においては、キャッシュメモリ
１２にはディスク装置１０のデータの写しが一つもな
く、全てのデータブロック１２０〜１２ｎは空きブロッ
クである。制御機構１１は起動されると、図８の処理を
開始し、先ず、キャッシュヒット率管理テーブル１３，
転送データ累計カウンタ１１４，キャッシュヒット率管
理テーブルバンクセレクタ１１５およびディスク装置最
終読み書き位置ポインタ１１０等の初期化を行い、キャ
ッシュヒット率管理テーブルバンクセレクタ１１５に
“１”を設定して、転送データ累計カウンタ１１４およ
びキャッシュヒット率管理テーブル１３のバンク１を計
測用バンクとする（ステップＳＴ１）。次に、バンク切
り替え処理ＳＴ２に進む。
１２にはディスク装置１０のデータの写しが一つもな
く、全てのデータブロック１２０〜１２ｎは空きブロッ
クである。制御機構１１は起動されると、図８の処理を
開始し、先ず、キャッシュヒット率管理テーブル１３，
転送データ累計カウンタ１１４，キャッシュヒット率管
理テーブルバンクセレクタ１１５およびディスク装置最
終読み書き位置ポインタ１１０等の初期化を行い、キャ
ッシュヒット率管理テーブルバンクセレクタ１１５に
“１”を設定して、転送データ累計カウンタ１１４およ
びキャッシュヒット率管理テーブル１３のバンク１を計
測用バンクとする（ステップＳＴ１）。次に、バンク切
り替え処理ＳＴ２に進む。
【００６７】このバンク切り替え処理ＳＴ２では、バン
クを切り替える処理と、式（１４）で示される、ヒット
性能値の初期値Ｓｄを求める処理とを行う。起動時は、
このバンクを切り替える処理で、バンク０が最初に計測
用バンクとなる。また、起動時点では初期値Ｓｄを求め
るための情報が未だ計測されていないので、適当な値が
用いられる。
クを切り替える処理と、式（１４）で示される、ヒット
性能値の初期値Ｓｄを求める処理とを行う。起動時は、
このバンクを切り替える処理で、バンク０が最初に計測
用バンクとなる。また、起動時点では初期値Ｓｄを求め
るための情報が未だ計測されていないので、適当な値が
用いられる。
【００６８】その後、制御機構１１はステップＳＴ３〜
ＳＴ１７から構成されるループを繰り返し実行する。
ＳＴ１７から構成されるループを繰り返し実行する。
【００６９】ステップＳＴ４では、キャッシュメモリ１
２上のデータをライトバックする必要があるか否かを判
定する。この判定は、例えば、キャッシュメモリ１２上
の空きのデータブロックの個数をキャッシュヒット率管
理テーブル１３等を参照して調べ、或る数以下に減少し
ているか否かによって行う。ライトバックする必要があ
るときは、ステップＳＴ５に進み、図１０のライトバッ
ク処理を実行する。
２上のデータをライトバックする必要があるか否かを判
定する。この判定は、例えば、キャッシュメモリ１２上
の空きのデータブロックの個数をキャッシュヒット率管
理テーブル１３等を参照して調べ、或る数以下に減少し
ているか否かによって行う。ライトバックする必要があ
るときは、ステップＳＴ５に進み、図１０のライトバッ
ク処理を実行する。
【００７０】ステップＳＴ６では、上位装置からの転送
要求、つまりデータ読み出し要求（リード要求），デー
タ書き込み要求（ライト要求）を待つ。上位装置から要
求があったら、ステップＳＴ７でライト要求か、リード
要求かを判別し、ライト要求ならば、ステップＳＴ８に
進んで、図９のライト処理を実行する。また、リード要
求ならば、ステップＳＴ９〜ＳＴ１７からなる以下の処
理を実行する。
要求、つまりデータ読み出し要求（リード要求），デー
タ書き込み要求（ライト要求）を待つ。上位装置から要
求があったら、ステップＳＴ７でライト要求か、リード
要求かを判別し、ライト要求ならば、ステップＳＴ８に
進んで、図９のライト処理を実行する。また、リード要
求ならば、ステップＳＴ９〜ＳＴ１７からなる以下の処
理を実行する。
【００７１】先ず、キャッシュメモリ１２にリードヒッ
トしたか否かを調べ（ステップＳＴ９）、リードヒット
した場合には、キャッシュリード動作を行う（ステップ
ＳＴ１０）。即ち、キャッシュヒット転送バス１１２を
使用してキャッシュメモリ１２上の該当するデータを上
位接続バス１０１を介して上位装置へ転送する。このと
き、ステップＳＴ１１を実行して、転送データ累計カウ
ンタ１１４の計測中のＮｘ（上位装置からの読み書き要
求の総量），Ｎｒｘ（上位装置からの読み出し要求の総
量），Ｈｘ（リードヒットした総量）を単位データ長ｄ
０だけ加算する。また、ステップＳＴ１２を実行して、
キャッシュヒット率管理テーブル１３中の前記ヒットし
たデータを格納しているデータブロックの計測中リード
ヒット総量を単位データ長ｄ０だけ加算すると共に、前
記式（２０）に従って、当該データのヒット性能値を
Ｌ’ｄ０だけ加算する。図３は、データブロック１２２
がリードヒットした場合のステップＳＴ１１，ＳＴ１２
による動作を示しており、転送データ累計カウンタ１１
４中の計測用バンク１のＮｘ，Ｎｒｘ，Ｈｘがｄ０だけ
加算され、キャッシュヒット率管理テーブル１３のデー
タブロック１２２に対応するエントリの計測用バンク１
におけるｈ２がｄ０だけ加算され、ヒット性能値Ｓ２が
Ｌ’ｄ０だけ加算されている。
トしたか否かを調べ（ステップＳＴ９）、リードヒット
した場合には、キャッシュリード動作を行う（ステップ
ＳＴ１０）。即ち、キャッシュヒット転送バス１１２を
使用してキャッシュメモリ１２上の該当するデータを上
位接続バス１０１を介して上位装置へ転送する。このと
き、ステップＳＴ１１を実行して、転送データ累計カウ
ンタ１１４の計測中のＮｘ（上位装置からの読み書き要
求の総量），Ｎｒｘ（上位装置からの読み出し要求の総
量），Ｈｘ（リードヒットした総量）を単位データ長ｄ
０だけ加算する。また、ステップＳＴ１２を実行して、
キャッシュヒット率管理テーブル１３中の前記ヒットし
たデータを格納しているデータブロックの計測中リード
ヒット総量を単位データ長ｄ０だけ加算すると共に、前
記式（２０）に従って、当該データのヒット性能値を
Ｌ’ｄ０だけ加算する。図３は、データブロック１２２
がリードヒットした場合のステップＳＴ１１，ＳＴ１２
による動作を示しており、転送データ累計カウンタ１１
４中の計測用バンク１のＮｘ，Ｎｒｘ，Ｈｘがｄ０だけ
加算され、キャッシュヒット率管理テーブル１３のデー
タブロック１２２に対応するエントリの計測用バンク１
におけるｈ２がｄ０だけ加算され、ヒット性能値Ｓ２が
Ｌ’ｄ０だけ加算されている。
【００７２】他方、リードミスヒットしたときは、キャ
ッシュメモリ１２に空きのデータブロックが存在するか
否かを調べ（ステップＳＴ１３）、存在しなければ、ス
テップＳＴ１４で図１０のライトバック処理を行った後
にステップＳＴ１５に進み、存在すれば直ちにステップ
ＳＴ１５に進む。
ッシュメモリ１２に空きのデータブロックが存在するか
否かを調べ（ステップＳＴ１３）、存在しなければ、ス
テップＳＴ１４で図１０のライトバック処理を行った後
にステップＳＴ１５に進み、存在すれば直ちにステップ
ＳＴ１５に進む。
【００７３】ステップＳＴ１５では、ストアスルーリー
ド動作を行う。即ち、キャッシュミスヒット転送バス１
１１を使用して該当するデータを下位接続バス１０２を
介してディスク装置１０から読み出し（このとき、ディ
スク装置最終読み書き位置ポインタ１１０を更新す
る）、キャッシュメモリ１２の空きのデータブロックに
格納すると共に、上位接続バス１０１を介して上位装置
へ転送する。このとき、ステップＳＴ１６を実行して、
転送データ累計カウンタ１１４の計測中のＮｘ（上位装
置からの読み書き要求の総量），Ｎｒｘ（上位装置から
の読み出し要求の総量）を単位データ長ｄ０だけ加算す
る。また、ステップＳＴ１７を実行して、キャッシュヒ
ット率管理テーブル１３中の前記キャッシングしたデー
タを格納しているデータブロックに、そのデータのディ
スク装置１０におけるシリンダ番号Ｃｊ，キャッシュメ
モリ１２上における位置を示すアドレスポインタ，ヒッ
ト性能値Ｓｊの初期値Ｓｄを設定する。図５は、リード
されたデータがデータブロック１２１にキャッシングさ
れた場合のステップＳＴ１６，ＳＴ１７による動作を示
しており、転送データ累計カウンタ１１４中の計測用バ
ンク０のＮｘ，Ｎｒｘがｄ０だけ加算され、キャッシュ
ヒット率管理テーブル１３のデータブロック１２１に対
応するエントリの計測用バンク０にＣ１，Ａｄｄｒｅｓ
ｓ Ｐｏｉｎｔｅｒ，Ｓｄが設定されている。
ド動作を行う。即ち、キャッシュミスヒット転送バス１
１１を使用して該当するデータを下位接続バス１０２を
介してディスク装置１０から読み出し（このとき、ディ
スク装置最終読み書き位置ポインタ１１０を更新す
る）、キャッシュメモリ１２の空きのデータブロックに
格納すると共に、上位接続バス１０１を介して上位装置
へ転送する。このとき、ステップＳＴ１６を実行して、
転送データ累計カウンタ１１４の計測中のＮｘ（上位装
置からの読み書き要求の総量），Ｎｒｘ（上位装置から
の読み出し要求の総量）を単位データ長ｄ０だけ加算す
る。また、ステップＳＴ１７を実行して、キャッシュヒ
ット率管理テーブル１３中の前記キャッシングしたデー
タを格納しているデータブロックに、そのデータのディ
スク装置１０におけるシリンダ番号Ｃｊ，キャッシュメ
モリ１２上における位置を示すアドレスポインタ，ヒッ
ト性能値Ｓｊの初期値Ｓｄを設定する。図５は、リード
されたデータがデータブロック１２１にキャッシングさ
れた場合のステップＳＴ１６，ＳＴ１７による動作を示
しており、転送データ累計カウンタ１１４中の計測用バ
ンク０のＮｘ，Ｎｒｘがｄ０だけ加算され、キャッシュ
ヒット率管理テーブル１３のデータブロック１２１に対
応するエントリの計測用バンク０にＣ１，Ａｄｄｒｅｓ
ｓ Ｐｏｉｎｔｅｒ，Ｓｄが設定されている。
【００７４】ステップＳＴ８におけるライト処理は、図
９を参照すると、以下のように行われる。
９を参照すると、以下のように行われる。
【００７５】先ず、キャッシュメモリ１２にライトヒッ
トしたか否かを調べ（ステップＳＴ８１）、ライトヒッ
トした場合には、キャッシュライト動作を行う（ステッ
プＳＴ８４）。即ち、キャッシュヒット転送バス１１２
を使用して、書き込みデータを、ヒットしたデータブロ
ックに書き込み、その時点で上位装置に書き込み完了を
報告する。このとき、ステップＳＴ８５を実行して、転
送データ累計カウンタ１１４の計測中のＮｘ（上位装置
からの読み書き要求の総量），Ｎｗｘ（上位装置からの
書き込み要求の総量），Ｔｘ（ライトヒットした総量）
を単位データ長ｄ０だけ加算する。また、ステップＳＴ
８６を実行して、キャッシュヒット率管理テーブル１３
中の前記ヒットしたデータを格納しているデータブロッ
クの計測中ライトヒット総量を単位データ長ｄ０だけ加
算すると共に、前記式（２０）に従って、当該データの
ヒット性能値をＭ’ｄ０だけ加算する。図４は、データ
ブロック１２１がライトヒットした場合のステップＳＴ
８５，ＳＴ８６による動作を示しており、転送データ累
計カウンタ１１４中の計測用バンク１のＮｘ，Ｎｗｘ，
Ｔｘがｄ０だけ加算され、キャッシュヒット率管理テー
ブル１３のデータブロック１２１に対応するエントリの
計測用バンク１におけるｔ１がｄ０だけ加算され、ヒッ
ト性能値Ｓ１がＭ’ｄ０だけ加算されている。なお、図
４は加算後のＮｘの値が予め定められたＮｄに達した場
合を想定しているため、バンク切り替えに伴う動作も併
せて表示されている。この点については後述する。
トしたか否かを調べ（ステップＳＴ８１）、ライトヒッ
トした場合には、キャッシュライト動作を行う（ステッ
プＳＴ８４）。即ち、キャッシュヒット転送バス１１２
を使用して、書き込みデータを、ヒットしたデータブロ
ックに書き込み、その時点で上位装置に書き込み完了を
報告する。このとき、ステップＳＴ８５を実行して、転
送データ累計カウンタ１１４の計測中のＮｘ（上位装置
からの読み書き要求の総量），Ｎｗｘ（上位装置からの
書き込み要求の総量），Ｔｘ（ライトヒットした総量）
を単位データ長ｄ０だけ加算する。また、ステップＳＴ
８６を実行して、キャッシュヒット率管理テーブル１３
中の前記ヒットしたデータを格納しているデータブロッ
クの計測中ライトヒット総量を単位データ長ｄ０だけ加
算すると共に、前記式（２０）に従って、当該データの
ヒット性能値をＭ’ｄ０だけ加算する。図４は、データ
ブロック１２１がライトヒットした場合のステップＳＴ
８５，ＳＴ８６による動作を示しており、転送データ累
計カウンタ１１４中の計測用バンク１のＮｘ，Ｎｗｘ，
Ｔｘがｄ０だけ加算され、キャッシュヒット率管理テー
ブル１３のデータブロック１２１に対応するエントリの
計測用バンク１におけるｔ１がｄ０だけ加算され、ヒッ
ト性能値Ｓ１がＭ’ｄ０だけ加算されている。なお、図
４は加算後のＮｘの値が予め定められたＮｄに達した場
合を想定しているため、バンク切り替えに伴う動作も併
せて表示されている。この点については後述する。
【００７６】他方、ライトミスヒットしたときは、キャ
ッシュメモリ１２に空きのデータブロックが存在するか
否かを調べ（ステップＳＴ８２）、存在しなければ、ス
テップＳＴ８３で図１０のライトバック処理を行った後
にステップＳＴ８７に進み、存在すれば直ちにステップ
ＳＴ８７に進む。
ッシュメモリ１２に空きのデータブロックが存在するか
否かを調べ（ステップＳＴ８２）、存在しなければ、ス
テップＳＴ８３で図１０のライトバック処理を行った後
にステップＳＴ８７に進み、存在すれば直ちにステップ
ＳＴ８７に進む。
【００７７】ステップＳＴ８７では、ストアインライト
動作を行う。即ち、キャッシュヒット転送バス１１２を
使用して、書き込みデータを、キャッシュメモリ１２の
空きのデータブロックに書き込み、その時点で上位装置
に書き込み完了を報告する。このとき、ステップＳＴ８
８を実行して、転送データ累計カウンタ１１４の計測中
のＮｘ（上位装置からの読み書き要求の総量），Ｎｗｘ
（上位装置からの書き込み要求の総量）を単位データ長
ｄ０だけ加算する。また、ステップＳＴ８９を実行し
て、キャッシュヒット率管理テーブル１３中の前記キャ
ッシングしたデータを格納しているデータブロックに、
そのデータのディスク装置１０におけるシリンダ番号Ｃ
ｊ，キャッシュメモリ１２上における位置を示すアドレ
スポインタ，ヒット性能値Ｓｊの初期値Ｓｄを設定す
る。図６は、ライトされたデータがデータブロック１２
１にキャッシングされた場合のステップＳＴ８８，ＳＴ
８９による動作を示しており、転送データ累計カウンタ
１１４中の計測用バンク０のＮｘ，Ｎｗｘがｄ０だけ加
算され、キャッシュヒット率管理テーブル１３のデータ
ブロック１２１に対応するエントリの計測用バンク０に
Ｃ１，ＡｄｄｒｅｓｓＰｏｉｎｔｅｒ１，Ｓｄが設定さ
れている。
動作を行う。即ち、キャッシュヒット転送バス１１２を
使用して、書き込みデータを、キャッシュメモリ１２の
空きのデータブロックに書き込み、その時点で上位装置
に書き込み完了を報告する。このとき、ステップＳＴ８
８を実行して、転送データ累計カウンタ１１４の計測中
のＮｘ（上位装置からの読み書き要求の総量），Ｎｗｘ
（上位装置からの書き込み要求の総量）を単位データ長
ｄ０だけ加算する。また、ステップＳＴ８９を実行し
て、キャッシュヒット率管理テーブル１３中の前記キャ
ッシングしたデータを格納しているデータブロックに、
そのデータのディスク装置１０におけるシリンダ番号Ｃ
ｊ，キャッシュメモリ１２上における位置を示すアドレ
スポインタ，ヒット性能値Ｓｊの初期値Ｓｄを設定す
る。図６は、ライトされたデータがデータブロック１２
１にキャッシングされた場合のステップＳＴ８８，ＳＴ
８９による動作を示しており、転送データ累計カウンタ
１１４中の計測用バンク０のＮｘ，Ｎｗｘがｄ０だけ加
算され、キャッシュヒット率管理テーブル１３のデータ
ブロック１２１に対応するエントリの計測用バンク０に
Ｃ１，ＡｄｄｒｅｓｓＰｏｉｎｔｅｒ１，Ｓｄが設定さ
れている。
【００７８】次に、図８のステップＳＴ５，ＳＴ１４，
図９のステップＳＴ８３のライトバック処理を、図１０
を参照して説明する。
図９のステップＳＴ８３のライトバック処理を、図１０
を参照して説明する。
【００７９】先ず、変数ｊを０に初期化し、変数Ｓｋ”
を最大値Ｓｍａｘに初期化する（ステップＳＴ５１）。
次に、ステップＳＴ５２〜ＳＴ５６のループを繰り返す
ことにより、キャッシュメモリ１２上に存在する全ての
データの中から、前記式（２２）のＳｊ”の値が最も小
さいデータを選択し、これをライトバックデータとす
る。即ち、 Ｓ０”＝Ｓ０＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔ０）｜Ｃ０−Ｃｉ｜Ｗｚ Ｓ１”＝Ｓ１＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔ１）｜Ｃ１−Ｃｉ｜Ｗｚ …… Ｓｎ”＝Ｓｎ＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔｎ）｜Ｃｎ−Ｃｉ｜Ｗｚ を計算し、最も小さい値となるときのｊの値を求め、そ
れを変数ｋに置く。ここで、Ｓ０〜Ｓｎはキャッシュヒ
ット率管理テーブル１３中の当該データのヒット性能
値、Ｎｗ，Ｔｄは転送データ累計カウンタ１１４中の前
回の計測結果を保持しているバンクの書き込み総量，ラ
イトヒット総量、Ｔ０〜Ｔｎはキャッシュヒット率管理
テーブル１３中の前回の計測結果を保持しているバンク
に記録されている当該データのライトヒット総量、Ｃ０
〜Ｃｎはキャッシュヒット率管理テーブル１３中の当該
データのディスク装置１０におけるシリンダ番号、Ｃｉ
はディスク装置最終読み書き位置ポインタ１１０に記録
されているディスク装置１０の最終読み書き位置のシリ
ンダ番号である。
を最大値Ｓｍａｘに初期化する（ステップＳＴ５１）。
次に、ステップＳＴ５２〜ＳＴ５６のループを繰り返す
ことにより、キャッシュメモリ１２上に存在する全ての
データの中から、前記式（２２）のＳｊ”の値が最も小
さいデータを選択し、これをライトバックデータとす
る。即ち、 Ｓ０”＝Ｓ０＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔ０）｜Ｃ０−Ｃｉ｜Ｗｚ Ｓ１”＝Ｓ１＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔ１）｜Ｃ１−Ｃｉ｜Ｗｚ …… Ｓｎ”＝Ｓｎ＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔｎ）｜Ｃｎ−Ｃｉ｜Ｗｚ を計算し、最も小さい値となるときのｊの値を求め、そ
れを変数ｋに置く。ここで、Ｓ０〜Ｓｎはキャッシュヒ
ット率管理テーブル１３中の当該データのヒット性能
値、Ｎｗ，Ｔｄは転送データ累計カウンタ１１４中の前
回の計測結果を保持しているバンクの書き込み総量，ラ
イトヒット総量、Ｔ０〜Ｔｎはキャッシュヒット率管理
テーブル１３中の前回の計測結果を保持しているバンク
に記録されている当該データのライトヒット総量、Ｃ０
〜Ｃｎはキャッシュヒット率管理テーブル１３中の当該
データのディスク装置１０におけるシリンダ番号、Ｃｉ
はディスク装置最終読み書き位置ポインタ１１０に記録
されているディスク装置１０の最終読み書き位置のシリ
ンダ番号である。
【００８０】ライトバックするデータが決まると、次の
ステップＳＴ５７で、そのデータをディスク装置１０に
書き込む（このとき、ディスク装置最終読み書き位置ポ
インタ１１０を更新する）。そして、ステップＳＴ５８
を実行して、転送データ累計カウンタ１１４の計測中の
各内容を、ライトバックしたデータによる加算分だけ減
算する。つまり、Ｎｘ（上位装置からの読み書き要求の
総量）から、そのライトバックデータのリードヒット総
量Ｈｋ，ライトヒット総量Ｔｋを減算し、Ｎｒｘ（上位
装置からの読み出し要求の総量）およびＨｘ（リードヒ
ット総量）からそのライトバックデータのリードヒット
総量Ｈｋを減算し、Ｎｗｘ（上位装置からの書き込み要
求の総量）およびＴｘ（ライトヒット総量）からそのラ
イトバックデータのライトヒット総量Ｔｋを減算する。
また、ステップＳＴ５９を実行して、ライトバックした
データを格納していたデータブロックを初期化する。つ
まり、Ｈｋ，ｈｋ，Ｔｋ，ｔｋ，Ｓｋを“０”にし、シ
リンダ番号Ｃｋ，Ａｄｄｒｅｓｓ Ｐｏｉｎｔｅｒをヌ
ルにする。
ステップＳＴ５７で、そのデータをディスク装置１０に
書き込む（このとき、ディスク装置最終読み書き位置ポ
インタ１１０を更新する）。そして、ステップＳＴ５８
を実行して、転送データ累計カウンタ１１４の計測中の
各内容を、ライトバックしたデータによる加算分だけ減
算する。つまり、Ｎｘ（上位装置からの読み書き要求の
総量）から、そのライトバックデータのリードヒット総
量Ｈｋ，ライトヒット総量Ｔｋを減算し、Ｎｒｘ（上位
装置からの読み出し要求の総量）およびＨｘ（リードヒ
ット総量）からそのライトバックデータのリードヒット
総量Ｈｋを減算し、Ｎｗｘ（上位装置からの書き込み要
求の総量）およびＴｘ（ライトヒット総量）からそのラ
イトバックデータのライトヒット総量Ｔｋを減算する。
また、ステップＳＴ５９を実行して、ライトバックした
データを格納していたデータブロックを初期化する。つ
まり、Ｈｋ，ｈｋ，Ｔｋ，ｔｋ，Ｓｋを“０”にし、シ
リンダ番号Ｃｋ，Ａｄｄｒｅｓｓ Ｐｏｉｎｔｅｒをヌ
ルにする。
【００８１】図７は、データブロック１２１に格納され
ていたデータをライトバックした場合のステップＳＴ５
８，ＳＴ５９による動作を示しており、転送データ累計
カウンタ１１４中のＮｘからＨ１，Ｔ１が減算され、Ｎ
ｒｘ，ＨｘからＨ１が減算され、Ｎｗｘ，ＴｘからＴ１
が減算されている。また、キャッシュヒット率管理テー
ブル１３のデータブロック１２１のＨ１，ｈ１，Ｔ１，
ｔ１，Ｓ１が“０”にされ、シリンダ番号Ｃ１，Ａｄｄ
ｒｅｓｓ Ｐｏｉｎｔｅｒ１がヌルにされている。
ていたデータをライトバックした場合のステップＳＴ５
８，ＳＴ５９による動作を示しており、転送データ累計
カウンタ１１４中のＮｘからＨ１，Ｔ１が減算され、Ｎ
ｒｘ，ＨｘからＨ１が減算され、Ｎｗｘ，ＴｘからＴ１
が減算されている。また、キャッシュヒット率管理テー
ブル１３のデータブロック１２１のＨ１，ｈ１，Ｔ１，
ｔ１，Ｓ１が“０”にされ、シリンダ番号Ｃ１，Ａｄｄ
ｒｅｓｓ Ｐｏｉｎｔｅｒ１がヌルにされている。
【００８２】次に、バンク切り替え時の動作を説明す
る。
る。
【００８３】上位装置からのデータ読み書き要求によっ
て転送データ累計カウンタ１１４における計測用バンク
のＮｘが更新され、Ｎｄに達すると（図８のステップＳ
Ｔ３）、ステップＳＴ２に進み、バンク切り替え処理が
行われる。図４は、ライトヒット時のＮｘの更新によっ
てＮｘがＮｄに達したときのようすを示している。勿
論、ライトミスヒット時，リードヒット時，リードミス
ヒット時にも、Ｎｘの値がＮｄに達し、バンク切り替え
が行われることがある。
て転送データ累計カウンタ１１４における計測用バンク
のＮｘが更新され、Ｎｄに達すると（図８のステップＳ
Ｔ３）、ステップＳＴ２に進み、バンク切り替え処理が
行われる。図４は、ライトヒット時のＮｘの更新によっ
てＮｘがＮｄに達したときのようすを示している。勿
論、ライトミスヒット時，リードヒット時，リードミス
ヒット時にも、Ｎｘの値がＮｄに達し、バンク切り替え
が行われることがある。
【００８４】図４に示すように、バンク１を計測用に使
用しているときに、Ｎｘの値がＮｄに達すると、他方の
バンク０を計測用に使用するために、転送データ累計カ
ウンタ１１４のバンク０におけるＮｄ，Ｎｒ，Ｈｄ，Ｎ
ｗ，Ｔｄを全て“０”に初期化する。また、キャッシュ
ヒット率管理テーブル１３のｒｅａｄ ｈｉｔ ｒａｔ
ｅ，ｗｒｉｔｅ ｈｉｔ ｒａｔｅのバンク０を計測用
に使用するために、Ｈ０〜Ｈｎ，Ｔ０〜Ｔｎを全て
“０”に初期化する。そして、キャッシュヒット率管理
テーブルバンクセレクタ１１５の値を０から１に変更
し、バンク１の欄の値を用いて、式（１４）のヒット性
能値の初期値Ｓｄを算出し、保持する。以後、キャッシ
ュヒット率管理テーブルバンクセレクタ１１５の値が１
である間、式（２０），式（２２）等の計算には、バン
ク１の欄の値が用いられる。
用しているときに、Ｎｘの値がＮｄに達すると、他方の
バンク０を計測用に使用するために、転送データ累計カ
ウンタ１１４のバンク０におけるＮｄ，Ｎｒ，Ｈｄ，Ｎ
ｗ，Ｔｄを全て“０”に初期化する。また、キャッシュ
ヒット率管理テーブル１３のｒｅａｄ ｈｉｔ ｒａｔ
ｅ，ｗｒｉｔｅ ｈｉｔ ｒａｔｅのバンク０を計測用
に使用するために、Ｈ０〜Ｈｎ，Ｔ０〜Ｔｎを全て
“０”に初期化する。そして、キャッシュヒット率管理
テーブルバンクセレクタ１１５の値を０から１に変更
し、バンク１の欄の値を用いて、式（１４）のヒット性
能値の初期値Ｓｄを算出し、保持する。以後、キャッシ
ュヒット率管理テーブルバンクセレクタ１１５の値が１
である間、式（２０），式（２２）等の計算には、バン
ク１の欄の値が用いられる。
【００８５】以上本発明の実施例について説明したが、
本発明は以上の実施例にのみ限定されず、その他各種の
付加変更が可能である。例えば、キャッシュメモリ１２
上の各データブロックにその格納データが更新されたか
否かを示すフラグを設け、更新されたデータのみをライ
トバック対象とするようにしても良い。また、空きのデ
ータブロックを確保するために、１度も更新されていな
いデータブロックをクリアするようにしても良い。この
とき、転送データ累計カウンタ１１４およびキャッシュ
ヒット率管理テーブル１３はライトバック時と同様に更
新される。
本発明は以上の実施例にのみ限定されず、その他各種の
付加変更が可能である。例えば、キャッシュメモリ１２
上の各データブロックにその格納データが更新されたか
否かを示すフラグを設け、更新されたデータのみをライ
トバック対象とするようにしても良い。また、空きのデ
ータブロックを確保するために、１度も更新されていな
いデータブロックをクリアするようにしても良い。この
とき、転送データ累計カウンタ１１４およびキャッシュ
ヒット率管理テーブル１３はライトバック時と同様に更
新される。
【００８６】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
キャッシュメモリ上の各データの最近におけるライトヒ
ット状況，リードヒット状況を含むキャッシュメモリ利
用状況情報、および、キャッシュメモリ上の各データの
ディスク装置における書き込み位置およびディスク装置
の最終読み書き位置に基づいて、キャッシュメモリ上の
データのうち、ライトバックした場合に、その後の上位
装置との平均データ転送レートの期待値が最も大きくな
るデータをライトバックデータとして選択するようにし
たので、ライトバック方式のディスク制御装置の性能を
向上させることが可能である。
キャッシュメモリ上の各データの最近におけるライトヒ
ット状況，リードヒット状況を含むキャッシュメモリ利
用状況情報、および、キャッシュメモリ上の各データの
ディスク装置における書き込み位置およびディスク装置
の最終読み書き位置に基づいて、キャッシュメモリ上の
データのうち、ライトバックした場合に、その後の上位
装置との平均データ転送レートの期待値が最も大きくな
るデータをライトバックデータとして選択するようにし
たので、ライトバック方式のディスク制御装置の性能を
向上させることが可能である。
【図１】本発明を適用したディスク制御装置の一例を示
すブロック図である。
すブロック図である。
【図２】キャッシュヒット率管理テーブル，転送データ
累計カウンタ及びキャッシュヒット率管理テーブルバン
クセレクタの構成例を示す図である。
累計カウンタ及びキャッシュヒット率管理テーブルバン
クセレクタの構成例を示す図である。
【図３】リードヒット時のキャッシュヒット率管理テー
ブル，転送データ累計カウンタ及びキャッシュヒット率
管理テーブルバンクセレクタの更新状況を示す図であ
る。
ブル，転送データ累計カウンタ及びキャッシュヒット率
管理テーブルバンクセレクタの更新状況を示す図であ
る。
【図４】ライトヒット時で且つバンク切り替えが行われ
た時のリードヒット時のキャッシュヒット率管理テーブ
ル，転送データ累計カウンタ及びキャッシュヒット率管
理テーブルバンクセレクタの更新状況を示す図である。
た時のリードヒット時のキャッシュヒット率管理テーブ
ル，転送データ累計カウンタ及びキャッシュヒット率管
理テーブルバンクセレクタの更新状況を示す図である。
【図５】リードミス時のキャッシュヒット率管理テーブ
ル，転送データ累計カウンタ及びキャッシュヒット率管
理テーブルバンクセレクタの更新状況を示す図である。
ル，転送データ累計カウンタ及びキャッシュヒット率管
理テーブルバンクセレクタの更新状況を示す図である。
【図６】ライトミス時のキャッシュヒット率管理テーブ
ル，転送データ累計カウンタ及びキャッシュヒット率管
理テーブルバンクセレクタの更新状況を示す図である。
ル，転送データ累計カウンタ及びキャッシュヒット率管
理テーブルバンクセレクタの更新状況を示す図である。
【図７】ライトバック時のキャッシュヒット率管理テー
ブル，転送データ累計カウンタ及びキャッシュヒット率
管理テーブルバンクセレクタの更新状況を示す図であ
る。
ブル，転送データ累計カウンタ及びキャッシュヒット率
管理テーブルバンクセレクタの更新状況を示す図であ
る。
【図８】制御機構の処理例を示すフローチャートであ
る。
る。
【図９】ライト処理の一例を示すフローチャートであ
る。
る。
【図１０】ライトバック処理の一例を示すフローチャー
トである。
トである。
１…ディスク制御装置 １０…ディスク装置 １１…制御機構 １２…キャッシュメモリ １３…キャッシュヒット率管理テーブル ２０…記録媒体 １１０…ディスク装置最終読み書き位置ポインタ １１４…転送データ累計カウンタ １１５…キャッシュヒット率管理テーブルバンクセレク
タ
タ
Claims (2)
- 【請求項１】 ディスク装置に格納されたデータの一部
の写しを保持するキャッシュメモリを有し、上位装置か
らのディスク装置に対するデータ書き込み要求時、デー
タをキャッシュメモリに書き込んだ時点で上位装置に処
理完了を報告し、書き込んだデータのディスク装置への
書き込みは前記キャッシュメモリへの書き込みと非同期
に行うライトバック方式を採用したディスク制御装置
で、キャッシュメモリからディスク装置に書き込むライ
トバックデータを選択する方法において、 上位装置からの読み書き要求の総量が予め定められた値
Ｎｄに達する毎の、上位装置からの読み出し要求の総量
Ｎｒ，その内のリードヒットした総量Ｈｄ，上位装置か
らの書き込み要求の総量Ｎｗ，その内のライトヒットし
た総量Ｔｄ，キャッシュメモリ上に存在する各データの
リードヒットした総量Ｈｊおよびライトヒットした総量
Ｔｊをキャッシュメモリ利用状況情報として測定すると
共にキャッシュメモリ上の各データのディスク装置にお
ける読み書き位置Ｃｊおよびディスク装置の最終読み書
き位置Ｃｉを記録し、 キャッシュメモリ上に存在する各データ毎に、そのデー
タがキャッシュメモリに書き込まれた時点の直前に測定
された前記キャッシュメモリ利用状況情報に応じた初期
値Ｓｄを持ち且つそのデータがライトヒットおよびリー
ドヒットする毎に所定量だけ更新されるヒット性能値Ｓ
ｊを記録し、 上位装置との間のデータ転送レートをＬ、ディスク装置
との平均データ転送レートをＭ、１シリンダ当たりのシ
ーク待ち時間をＷｍとし、Ｗｚ＝ＬＭＷｍとするとき、
ライトバック時、 Ｓｊ＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔｊ）｜Ｃｊ−Ｃｉ｜Ｗｚ の値が最小となるデータを、ライトバックデータとして
選択することを特徴とするライトバックデータ選択方
法。 - 【請求項２】 ディスク装置に格納されたデータの一部
の写しを保持するキャッシュメモリを有し、上位装置か
らのディスク装置に対するデータ書き込み要求時、デー
タをキャッシュメモリに書き込んだ時点で上位装置に処
理完了を報告し、書き込んだデータのディスク装置への
書き込みは前記キャッシュメモリへの書き込みと非同期
に行うライトバック方式を採用したディスク制御装置を
構成するデータ処理装置に、キャッシュメモリからディ
スク装置に書き込むライトバックデータを選択させる処
理を実行させるプログラムを記録した記録媒体であっ
て、前記データ処理装置に、 上位装置からの読み書き要求の総量が予め定められた値
Ｎｄに達する毎の、上位装置からの読み出し要求の総量
Ｎｒ，その内のリードヒットした総量Ｈｄ，上位装置か
らの書き込み要求の総量Ｎｗ，その内のライトヒットし
た総量Ｔｄ，キャッシュメモリ上に存在する各データの
リードヒットした総量Ｈｊおよびライトヒットした総量
Ｔｊをキャッシュメモリ利用状況情報として測定すると
共にキャッシュメモリ上の各データのディスク装置にお
ける読み書き位置Ｃｊおよびディスク装置の最終読み書
き位置Ｃｉを記録する処理と、 キャッシュメモリ上に存在する各データ毎に、そのデー
タがキャッシュメモリに書き込まれた時点の直前に測定
された前記キャッシュメモリ利用状況情報に応じた初期
値Ｓｄを持ち且つそのデータがライトヒットおよびリー
ドヒットする毎に所定量だけ更新されるヒット性能値Ｓ
ｊを記録する処理と、 上位装置との間のデータ転送レートをＬ、ディスク装置
との平均データ転送レートをＭ、１シリンダ当たりのシ
ーク待ち時間をＷｍとし、Ｗｚ＝ＬＭＷｍとするとき、
ライトバック時、 Ｓｊ＋（Ｎｗ−Ｔｄ＋Ｔｊ）｜Ｃｊ−Ｃｉ｜Ｗｚ の値が最小となるデータを、ライトバックデータとして
選択する処理とを実行させるプログラムを記録した機械
読み取り可能な記録媒体。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11613397A JP3159118B2 (ja) | 1997-04-18 | 1997-04-18 | ライトバックデータ選択方法及びプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 |
| US09/062,654 US6145058A (en) | 1997-04-18 | 1998-04-20 | Device and method for controlling write-back of data in a cache memory connected to a storage |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11613397A JP3159118B2 (ja) | 1997-04-18 | 1997-04-18 | ライトバックデータ選択方法及びプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10293717A JPH10293717A (ja) | 1998-11-04 |
| JP3159118B2 true JP3159118B2 (ja) | 2001-04-23 |
Family
ID=14679548
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP11613397A Expired - Fee Related JP3159118B2 (ja) | 1997-04-18 | 1997-04-18 | ライトバックデータ選択方法及びプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6145058A (ja) |
| JP (1) | JP3159118B2 (ja) |
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| JP3898968B2 (ja) | 2002-03-15 | 2007-03-28 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | 情報記録方法および情報記録システム |
| JP4412981B2 (ja) | 2003-11-26 | 2010-02-10 | 株式会社日立製作所 | ストレージシステム及同システムにおけるデータキャッシング方法 |
| US20080256295A1 (en) * | 2004-01-21 | 2008-10-16 | Koninklijke Philips Electronic, N.V. | Method of Increasing Boot-Up Speed |
| JP4189342B2 (ja) * | 2004-03-11 | 2008-12-03 | 東芝ソリューション株式会社 | ストレージ装置、ストレージコントローラ及びライトバックキャッシュ制御方法 |
| US9262490B2 (en) * | 2004-08-12 | 2016-02-16 | Oracle International Corporation | Adaptively routing transactions to servers |
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| US20060190678A1 (en) * | 2005-02-22 | 2006-08-24 | Butler Douglas B | Static random access memory (SRAM) compatible, high availability memory array and method employing synchronous dynamic random access memory (DRAM) in conjunction with a single DRAM cache and tag |
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| US7653846B2 (en) * | 2006-12-28 | 2010-01-26 | Intel Corporation | Memory cell bit valve loss detection and restoration |
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| CN104375895B (zh) * | 2013-08-13 | 2018-02-06 | 华为技术有限公司 | 用于多种存储器间的数据存储调度方法以及装置 |
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| JP6928247B2 (ja) | 2017-09-11 | 2021-09-01 | 富士通株式会社 | ストレージ制御装置およびストレージ制御プログラム |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH03172946A (ja) * | 1989-12-01 | 1991-07-26 | Hitachi Ltd | データ書き出し制御方式および装置 |
| GB2256735B (en) * | 1991-06-12 | 1995-06-21 | Intel Corp | Non-volatile disk cache |
| JPH05189316A (ja) * | 1992-01-10 | 1993-07-30 | Fujitsu Ltd | ディスクキャッシュ制御方法 |
| US5636355A (en) * | 1993-06-30 | 1997-06-03 | Digital Equipment Corporation | Disk cache management techniques using non-volatile storage |
-
1997
- 1997-04-18 JP JP11613397A patent/JP3159118B2/ja not_active Expired - Fee Related
-
1998
- 1998-04-20 US US09/062,654 patent/US6145058A/en not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| US6145058A (en) | 2000-11-07 |
| JPH10293717A (ja) | 1998-11-04 |
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