JP3370661B2 - データローディング方法および装置 - Google Patents
データローディング方法および装置Info
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Description
本発明は、キャッシュメモリを有する制御装置におい
て、キャッシュメモリへのローディングを行なうのに好
適なデータローディング方法に関する。
て、キャッシュメモリへのローディングを行なうのに好
適なデータローディング方法に関する。
外部記憶装置として用いられる磁気ディスク装置など
においては、比較的安価に大きな記憶容量を実現できる
という利点がある。しかし記憶媒体である磁気ディスク
の回転待ちやヘッドのシーク動作などに起因して、デー
タの記録，再生などにおけるアクセス速度の向上には自
ずと限界がある。 このため、外部記憶装置として磁気ディスク装置など
を備えた電子計算機システムにおいては次のようにして
いる。中央処理装置と磁気ディスク装置との間に介在し
て両者間のデータの授受を制御する磁気ディスク制御装
置などに、磁気ディスク装置よりも高速なアクセスが可
能な半導体メモリなどからなるキャッシュメモリを設け
る。そして磁気ディスク装置に格納されているデータの
一部をこのキャッシュメモリに格納して、中央処理装置
からのアクセスに応答することにより、磁気ディスク装
置と中央処理装置との間の大きな動作速度の差異を緩和
する。このように磁気ディスク装置と中央処理装置との
間のデータの授受を効率化することが一般的である。 その場合、中央処理装置からアクセスされる目的のデ
ータがキャッシュメモリ上に存在する確率、すなわちヒ
ット率を可能な限り大きくすることがキャッシュメモリ
をより有効に機能させるなどの観点から重要である。そ
のために従来から以下のような種々の技術が提案されて
いる。 例えば、オーム社刊「電子情報通信ハンドブック」
（1988年）には、キャッシュメモリに対するデータロー
ディングはトラック単位で行なわれている。 また、たとえば、特開昭55−154648号公報に開示され
る技術では次のようにしている。磁気ディスク装置の記
憶領域を複数個に分割する。その分割された各々の記憶
領域に応じて異なる動作モードを予め設定する。中央処
理装置からの入出力指令によって指定される記憶領域に
対応した動作モードに切り替えるようにする。以上のよ
うにしてヒット率の向上を図ろうとするものである。 また、たとえば、特開昭60−14360号公報に記載され
る技術では次のようにしている。ヒット／ミス等の統計
データをディスク制御装置で収集する。収集した統計デ
ータを中央処理装置に転送する。これらの統計データに
基づいて、オペレータやシステム管理者が現在のキャッ
シュメモリの利用状態が最適か否かを判断する。その判
断結果に基いて磁気ディスク装置からキャッシュメモリ
上にロードされるデータの範囲すなわちキャッシュ対象
範囲を適切に制御する。このようにして、中央処理装置
と磁気ディスク装置との間におけるデータの転送効率を
向上させようとしている。 さらに、情報処理学会、第29回全国大会、pp.169−17
0においては、シーケンシャル・アクセスの認識をディ
スク制御装置で行い、あるトラックに対するシーケンシ
ャル・アクセスが完了した後、このトラックをキャッシ
ュメモリから最も追い出されやすいデータとして扱うと
いう方法が提案されている。
においては、比較的安価に大きな記憶容量を実現できる
という利点がある。しかし記憶媒体である磁気ディスク
の回転待ちやヘッドのシーク動作などに起因して、デー
タの記録，再生などにおけるアクセス速度の向上には自
ずと限界がある。 このため、外部記憶装置として磁気ディスク装置など
を備えた電子計算機システムにおいては次のようにして
いる。中央処理装置と磁気ディスク装置との間に介在し
て両者間のデータの授受を制御する磁気ディスク制御装
置などに、磁気ディスク装置よりも高速なアクセスが可
能な半導体メモリなどからなるキャッシュメモリを設け
る。そして磁気ディスク装置に格納されているデータの
一部をこのキャッシュメモリに格納して、中央処理装置
からのアクセスに応答することにより、磁気ディスク装
置と中央処理装置との間の大きな動作速度の差異を緩和
する。このように磁気ディスク装置と中央処理装置との
間のデータの授受を効率化することが一般的である。 その場合、中央処理装置からアクセスされる目的のデ
ータがキャッシュメモリ上に存在する確率、すなわちヒ
ット率を可能な限り大きくすることがキャッシュメモリ
をより有効に機能させるなどの観点から重要である。そ
のために従来から以下のような種々の技術が提案されて
いる。 例えば、オーム社刊「電子情報通信ハンドブック」
（1988年）には、キャッシュメモリに対するデータロー
ディングはトラック単位で行なわれている。 また、たとえば、特開昭55−154648号公報に開示され
る技術では次のようにしている。磁気ディスク装置の記
憶領域を複数個に分割する。その分割された各々の記憶
領域に応じて異なる動作モードを予め設定する。中央処
理装置からの入出力指令によって指定される記憶領域に
対応した動作モードに切り替えるようにする。以上のよ
うにしてヒット率の向上を図ろうとするものである。 また、たとえば、特開昭60−14360号公報に記載され
る技術では次のようにしている。ヒット／ミス等の統計
データをディスク制御装置で収集する。収集した統計デ
ータを中央処理装置に転送する。これらの統計データに
基づいて、オペレータやシステム管理者が現在のキャッ
シュメモリの利用状態が最適か否かを判断する。その判
断結果に基いて磁気ディスク装置からキャッシュメモリ
上にロードされるデータの範囲すなわちキャッシュ対象
範囲を適切に制御する。このようにして、中央処理装置
と磁気ディスク装置との間におけるデータの転送効率を
向上させようとしている。 さらに、情報処理学会、第29回全国大会、pp.169−17
0においては、シーケンシャル・アクセスの認識をディ
スク制御装置で行い、あるトラックに対するシーケンシ
ャル・アクセスが完了した後、このトラックをキャッシ
ュメモリから最も追い出されやすいデータとして扱うと
いう方法が提案されている。
しかしながら、上記、「電子情報通信ハンドブック」
では、ローディングのオーバーヘッドが大きく、アクセ
ス対象データがキャッシュ内に存在する確率が高い場合
は問題にならないが、存在確率が低い場合には、キャッ
シュ導入により、かえって性能が劣化する可能性があっ
た。 これに対しては、アクセス対象となったレコードのみ
をキャッシュにロードする方式が考えられるが、一般的
には、トラック内のレコード長は可変長であり、トラッ
ク単位の管理を基本としたローディング方式が必要であ
る。 また、特開昭55−154648号公報では、ディスク制御装
置では、中央処理装置からアクセス特性を指示し、これ
に従って、ローディング方法（動作モード）を選択す
る。従って、中央処理装置に負担がかかる。また、中央
処理装置でアクセス特性が認識しきれない場合、キャッ
シュメモリへの適切なローディング方法が選択できなか
った。 また、分割された個々の記憶領域について見れば動作
モードは固定であるので、同一の記憶領域内において中
央処理装置からディスク装置へのアクセスパターンが経
時的変動する場合にはキャッシュメモリの利用効率を最
適に維持することができないという問題がある。 すなわち、同一の記憶領域に設けられたファイルを、
たとえばランダムなアクセスが主なオンライン処理とシ
ーケンシャルなアクセスが主なバッチ処理とで共用する
場合などに対応が困難となる。 特開昭60−14360号公報では、磁気ディスク制御装置
において得られた統計情報を判断するのがオペレータや
システム管理者である。したがって、業務により磁気デ
ィスク装置への中央処理装置からのアクセスパターンが
異なるなどの場合、実行する業務に合わせて時々刻々と
キャッシュ対象範囲（キャッシュメモリにロードすべき
データの範囲）を最適に制御することが事実上不可能で
あるという問題点がある。 さらに、上記情報処理学会論文では、ディスク装置へ
の典型的なアクセスパターンであるシーケンシャル・ア
クセスの認識を行っている。認識の結果、アクセス済み
のトラックをキャッシュから最も追い出されやすく制御
するのみで、特にローディング方法を選択するという内
容ではない。 本発明の目的は、磁気ディスクのトラックを構成して
いるレコードが可変長の場合、トラック単位の管理方法
をベースとしてローディングオーバーヘッドを少なくす
ることが可能な、ローディング方法を提供することにあ
る。 本発明の他の目的は、ディスク制御装置において、各
入出力要求のアクセス特性を把握して、この結果、ヒッ
ト率の向上とローディング・オーバーヘッドの軽減を実
現するローディング方法を提供することにある。
では、ローディングのオーバーヘッドが大きく、アクセ
ス対象データがキャッシュ内に存在する確率が高い場合
は問題にならないが、存在確率が低い場合には、キャッ
シュ導入により、かえって性能が劣化する可能性があっ
た。 これに対しては、アクセス対象となったレコードのみ
をキャッシュにロードする方式が考えられるが、一般的
には、トラック内のレコード長は可変長であり、トラッ
ク単位の管理を基本としたローディング方式が必要であ
る。 また、特開昭55−154648号公報では、ディスク制御装
置では、中央処理装置からアクセス特性を指示し、これ
に従って、ローディング方法（動作モード）を選択す
る。従って、中央処理装置に負担がかかる。また、中央
処理装置でアクセス特性が認識しきれない場合、キャッ
シュメモリへの適切なローディング方法が選択できなか
った。 また、分割された個々の記憶領域について見れば動作
モードは固定であるので、同一の記憶領域内において中
央処理装置からディスク装置へのアクセスパターンが経
時的変動する場合にはキャッシュメモリの利用効率を最
適に維持することができないという問題がある。 すなわち、同一の記憶領域に設けられたファイルを、
たとえばランダムなアクセスが主なオンライン処理とシ
ーケンシャルなアクセスが主なバッチ処理とで共用する
場合などに対応が困難となる。 特開昭60−14360号公報では、磁気ディスク制御装置
において得られた統計情報を判断するのがオペレータや
システム管理者である。したがって、業務により磁気デ
ィスク装置への中央処理装置からのアクセスパターンが
異なるなどの場合、実行する業務に合わせて時々刻々と
キャッシュ対象範囲（キャッシュメモリにロードすべき
データの範囲）を最適に制御することが事実上不可能で
あるという問題点がある。 さらに、上記情報処理学会論文では、ディスク装置へ
の典型的なアクセスパターンであるシーケンシャル・ア
クセスの認識を行っている。認識の結果、アクセス済み
のトラックをキャッシュから最も追い出されやすく制御
するのみで、特にローディング方法を選択するという内
容ではない。 本発明の目的は、磁気ディスクのトラックを構成して
いるレコードが可変長の場合、トラック単位の管理方法
をベースとしてローディングオーバーヘッドを少なくす
ることが可能な、ローディング方法を提供することにあ
る。 本発明の他の目的は、ディスク制御装置において、各
入出力要求のアクセス特性を把握して、この結果、ヒッ
ト率の向上とローディング・オーバーヘッドの軽減を実
現するローディング方法を提供することにある。
本発明の目的は次のようにして達成される。ディスク
制御装置はディスク装置と中央処理装置に接続され、か
つ、ディスク装置上のある物理領域をキャッシュ管理単
位（キャッシュメモリの管理単位）とするキャッシュメ
モリを有する。中央処理装置からのアクセス対象となっ
た領域を含むキャッシュ管理単位内のデータが、キャッ
シュメモリ内に全く存在しないとき、中央処理装置から
のアクセス対象となった領域のデータのみをキャッシュ
メモリにロードする初期ローディングを行う。この後、
このキャッシュ管理単位内のデータで、すでにキャッシ
ュメモリ内に格納されているデータ以外のデータにアク
セスがあったとき、このキャッシュ管理単位内の、キャ
ッシュメモリ内に格納されているデータ以外のデータを
キャッシュメモリに追加ロードすることを特徴とするデ
ータローディング方法によって達成される。 さらに、本発明の他の目的は次のようにして達成され
る。 入出力要求をシーケンシャル・アクセスとこれ以外の
入出力要求とに分類する。シーケンシャルアクセスはア
クセス特性の把握が容易で、かつ、効率のよいローディ
ング方法を決定することが容易である。 シーケンシャル・アクセスと認識した場合、現在アク
セス中のトラックから、複数のトラックの先読み・ロー
ディングを行う。 シーケンシャル・アクセスでないと認識した場合、こ
の入出力要求がアクセス対象としているデータを含むキ
ャッシュ管理単位（通常はトラック）がキャッシュメモ
リ内に滞在する間に中央処理装置からアクセス対象とな
る部分を統計情報により予測し、この部分のみをローデ
ィングすることにより、ヒット率とローディングの軽減
をバランスよく実現する。
制御装置はディスク装置と中央処理装置に接続され、か
つ、ディスク装置上のある物理領域をキャッシュ管理単
位（キャッシュメモリの管理単位）とするキャッシュメ
モリを有する。中央処理装置からのアクセス対象となっ
た領域を含むキャッシュ管理単位内のデータが、キャッ
シュメモリ内に全く存在しないとき、中央処理装置から
のアクセス対象となった領域のデータのみをキャッシュ
メモリにロードする初期ローディングを行う。この後、
このキャッシュ管理単位内のデータで、すでにキャッシ
ュメモリ内に格納されているデータ以外のデータにアク
セスがあったとき、このキャッシュ管理単位内の、キャ
ッシュメモリ内に格納されているデータ以外のデータを
キャッシュメモリに追加ロードすることを特徴とするデ
ータローディング方法によって達成される。 さらに、本発明の他の目的は次のようにして達成され
る。 入出力要求をシーケンシャル・アクセスとこれ以外の
入出力要求とに分類する。シーケンシャルアクセスはア
クセス特性の把握が容易で、かつ、効率のよいローディ
ング方法を決定することが容易である。 シーケンシャル・アクセスと認識した場合、現在アク
セス中のトラックから、複数のトラックの先読み・ロー
ディングを行う。 シーケンシャル・アクセスでないと認識した場合、こ
の入出力要求がアクセス対象としているデータを含むキ
ャッシュ管理単位（通常はトラック）がキャッシュメモ
リ内に滞在する間に中央処理装置からアクセス対象とな
る部分を統計情報により予測し、この部分のみをローデ
ィングすることにより、ヒット率とローディングの軽減
をバランスよく実現する。
以下、本発明の一実施例を図面を引用しつつ説明す
る。 第１図は、本発明の一実施例であるキャッシュ制御方
法の一例の動作を説明する概念図である。第２図はこの
キャッシュ制御方法が適用される情報処理システムの一
例の構成を示すブロック図である。 まず、第２図などにより、本実施例における情報処理
システムの構成の概略を説明する。 たとえば、汎用の電子計算機などの一部を構成する中
央処理装置（Central Processing Unit）１（上位シス
テムと呼ぶこともある。）と、外部記憶装置としての磁
気ディスク装置２との間に、両者間におけるデータおよ
びコマンドなどの授受を制御するディスク制御装置３
（制御装置）が設けられている。 第２図にはディスク装置２を１台図示してあるが、一
般に、複数台のディスク装置が接続される。 中央処理装置１には、中央処理装置１と外部との間に
おけるデータおよびコマンドなどの授受を制御するチャ
ンネル装置11が設けられている。 一方、ディスク制御装置３には、チャネルインターフ
ェイス制御部31およびデバイスインターフェイス制御32
が設けられており、それぞれ、チャネル装置11とディス
ク制御装置３との間におけるデータおよびコマンドの遣
り取り、およびディスク制御装置３と磁気ディスク装置
２との間におけるデータの遣り取りなどを受け持ってい
る。 さらに、このチャネルインターフェイス制御部31とデ
バイスインターフェイス制御部32との間には、これらを
制御するプロセッサ33と、当該プロセッサ33の制御プロ
グラムなどが格納された制御メモリ34が設けられてい
る。 また、チャネルインターフェイス制御部31とデバイス
インターフェイス制御部32とは、データパス35によって
接続されている。 このデータパス35の一部には、たとえば磁気ディスク
装置２よりもはるかに動作の高速な半導体メモリなどか
らなるキャッシュメモリ36が設けられている。 そして、磁気ディスク装置２に格納されているデータ
の中で、上位のチャネル装置11を介して中央処理装置１
からアクセスされる確率の高いものを予め複写してお
き、このキャッシュメモリ36に格納されたデータによっ
て上位の中央処理装置１の側からのアクセス要求に応答
することにより、高速のチャネル装置11の側と動作の遅
い磁気ディスク装置２との間におけるデータの授受の効
率を高めるものである。 さらに、データパス35において、キャッシュメモリ36
よりもデバイスインターフェイス制御部32により近い側
には、データバッファ37が介設されており、デバイスイ
ンターフェイス制御部32と、キャッシュメモリ36および
チャネルインターフェイス制御部31などとの間で授受さ
れるデータが一時的に蓄えられるように構成されてい
る。 また、キャッシュメモリ36およびデータバッファ37の
動作は前記マイクロプロセッサ33によって制御されてい
る。 一方、前記磁気ディスク装置２においては、第４図に
示されるように、記憶媒体である複数の磁気ディスク21
の各々の両面に同心円状に複数のトラック22が設けられ
ており、各々のトラック22には第３図に示されるように
データの記録単位の一種であるレコードが複数個格納さ
れている。 また、個々の磁気ディスク21の両面には、それぞれ磁
気ディスク21の回転中心から距離が互いに等しい状態で
当該磁気ディスク21の径方向に同時に同一方向に移動し
て、目的のトラック上への位置付け動作、すなわちシー
ク動作を行う複数の図示しないヘッドが対向して配置さ
れており、この図示しないヘッドを介して任意のトラッ
ク22に対する前記レコードなどのデータの記録・再生動
作が行われる。 さらに、この複数のヘッドを磁気ディスク21の径方向
に変位させることなしに、すなわち回転中心から等距離
にあり、所要時間の長いシーク動作を行うことなくヘッ
ドの選択操作のみで高速に連続したアクセスが可能な一
群のトラック22によりシリンダ23が構成されている。 そして、上位の中央処理装置１の側からの任意のレコ
ードへのアクセスは、このシリンダ23の番号，図示しな
いヘッドの番号（トラック番号）およびレコード番号な
どを指定して行われるものである。 この場合、キャッシュメモリ36には、第１図に示され
るように、磁気ディスク装置２における複数のトラック
22の任意の幾つかにそれぞれ対応する複数のトラックス
ロット361〜367…が設けられている。磁気ディスク装置
２の任意のトラック22に格納されているレコードＲなど
のデータがそのトラック22に格納されている場合と等価
な記録形式でこのトラックスロット361〜367…に随時複
写（ロード）される。 これにより、チャネル装置11は、そのアクセスに際し
て、キャッシュメモリ36に目的のデータが存在する場合
には、高速なアクセスが可能なものである。 さらに、キャッシュメモリ36の内部におけるこれらの
複数のトラックスロット361〜367…は、キャッシュメモ
リ管理テーブル４によって管理されている。 キャッシュ管理テーブル４には個々のトラックスロッ
トに対応する複数のエントリ41が設けられる。個々のエ
ントリ41には、個々のトラックスロットに格納されたデ
ータの複写元のトラック22の磁気ディスク21における図
示しない格納位置情報（シリンダ番号，トラック番号な
ど）と、キャッシュメモリ36内におけるトラックスロッ
トの格納位置を指す図示しないポインタなどが記録され
ている。 さらに、個々のエントリ41、すなわち個々のエントリ
41に属する個々のトラックスロットはキャッシュ管理テ
ーブル４においてLRU法（Least Recently Used low）に
より管理されている。 すなわち、中央処理装置１からチャネル装置11を介し
て磁気ディスク装置２の所定のデータにアクセスの要求
があった場合には、まず、キャッシュ管理テーブル４を
検索してキャッシュメモリ36上に目的のデータがあるか
否かが調べられる。目的のデータが存在する（以下、ヒ
ットと記す）場合には、キャッシュメモリ36内のデータ
を用いた高速なアクセスが可能となる。一方、目的のデ
ータが存在しない（以下、ミスと記す）場合には、直接
に磁気ディスク装置２に対してアクセスを行うことにな
る。 このミスの場合には、たとえば、磁気ディスク装置２
からチャネル装置11に読み出されるデータは同時にキャ
ッシュメモリ36に複写され、次のアクセスに備えること
となる。この複写に際しては、解放されるべきトラック
スロットが選択される。キャッシュメモリ36に設けられ
た複数のトラックスロット361〜367…の中で最も古い時
点でアクセスがあったもの、すなわち、キャッシュ管理
テーブル４のLRU管理において最も順位の低い（OUT側）
エントリ41に対応するものが選択される。複写されたト
ラックスロットに対応するエントリ41をLRU管理の最上
位（IN側）に位置づける操作が行われる。 すなわち、最近にアクセスされたデータは次にアクセ
スされる可能性が高いのでなるべく長くキャッシュメモ
リ36の内部に保持する。最も古い時点でアクセスされた
データが格納されているトラックスロットを新しいデー
タの複写のために開放する。このようにしてヒット率の
向上を図るものである。 本実施例においては、前述のようなミスの際に行われ
る磁気ディスク装置２からキャッシュメモリ36への所望
のデータのロードの仕方などを規定するキャッシュ動作
モードとして少なくとも次の２種類が設けられている。
ローディングモードとレコードモードである。 第３図に示されるように、磁気ディスク装置２におけ
る任意のトラック22に格納されている複数のレコードの
うち、任意のレコードRnにアクセスがあった場合に、レ
コードRnの後方に（必ずしも連続していない）に格納さ
れているレコードに対するアクセスの確率が高いと見な
す。レコードRnの次から、そのトラック終端までのすべ
てのレコードをキャッシュメモリ36の所定のトラックス
ロットに複写する。これがローディングモードである。
レコードモードは複写の所要時間およびデータパス35の
占有時間などを最小にするなどの観点からアクセスのあ
った当該レコードRpのみを複写するモードである。 前述のキャッシュ管理テーブル４の複数のエントリ41
の各々は、次のように構成されている。第１図に示され
るように、エントリ41に属するトラックスロットに対す
るアクセスの際に後述の所定の条件に従ってインクリメ
ントされるカウンタ41aと、そのトラックスロットにお
ける現在のキャッシュ動作モードを識別するモード識別
情報41bとが記録されるように、各々のエントリ41は構
成されている。 さらに、本実施例の場合には、磁気ディスク21におい
て回転中心から等距離にある一群のトラック22（トラッ
クスロット）を含む前述のシリンダ23の各々に対応する
複数のエントリ51を有するシリンダ統計情報テーブル５
が設けられている。個々のトラックスロットにおけるキ
ャッシュ動作モードはこのリシンダ単位で管理されてい
る。 すなわち、このシリンダ統計情報テーブル５の各々の
エントリ51には、当該エントリ51に対応するシリンダ23
の現在のキャッシュ動作モードを記録するモード識別情
報51aと、当該シリンダ23に対する全アクセス回数が記
録されるアクセス回数記録部51bと、前記キャッシュ管
理テーブル４におけるカウンタ41aの値などに基づいて
後述の所定の契機に＋１されるローディングモードカウ
ンタ51cと、レコードモードカウンタ51dとが設けられて
いる。 そして、本実施例では、アクセス回数記録部51bの値
と、ローディングモードカウンタ51cまたはレコードモ
ードカウンタ51dとの比の大小に応じて、個々のシリン
ダ23を単位として随時、前述のキャッシュ動作モードを
切り替える操作が自動的に行われるものである。 以下、本実施例のキャッシュ制御方式の動作の一例を
第５図を用いて説明する。 中央処理装置１は、チャネル装置11を介してディスク
制御装置３にシリンダ番号，ヘッド番号（トラック番
号），レコード番号などを指示して磁気ディスク装置２
に対するアクセスを要求する。この要求に対応して、第
５図の処理が開始する。 ディスク制御装置３は、シリンダ統計情報テーブル５
の該当するシリンダ番号CYL＃のアクセス回数記録部51b
を＋１する（ステップ60）。次に、このシリンダのキャ
ッシュ動作モードを判定する（ステップ61）。 ローティングモードの場合を説明する。指示されたシ
リンダ番号，トラック番号などにより、キャッシュメモ
リ36を検索し、目的のレコードを探す（ステップ62）。
目的のレコードが見つからないとき（ステップ63）、次
のように処理する。 目的のレコードをロードするトラックスロットを解放
する（ステップ64）。このトラックスロットの解放に関
しては後述する。中央処理装置１がアクセスを要求した
目的のレコードRmに引き続く後続のレコードRm+1,Rm+2
を、ロードする（ステップ66）。このローディングは磁
気ディスク装置２の該当するシリンダ番号およびトラッ
ク番号のトラック22から、LRU法によって管理される所
定のたとえばトラックスロット362にロードすることに
より実現する。このローディングと同時または、トラッ
クスロットに格納した後に、要求されたレコードRmをチ
ャネル装置11に送出する（ステップ67）。キャッシュ管
理テーブル４の該当エントリ41のモード識別情報41bが
ローディングモードを示すようにする（ステップ68）。
当該トラックスロットに対応するキャッシュ管理テーブ
ル４の該当エントリ41のカウンタ41aに初期値１をセッ
トする（ステップ69）。 そして、以降、当該トラックスロット362において後
続のレコードRm+1,Rm+2にアクセスの要求があれば、当
該レコードRm+1,Rm+2はキャッシュ内に保持されている
ので高速にアクセスできる（ステップ70）。この場合、
ディスク制御装置３は、キャッシュ管理テーブル４にお
ける当該トラックスロット362に対応するエントリ41の
カウンタ41aを＋１する（ステップ71）。 したがって、現在ローディングモードにあるトラック
スロット362は、ロードの契機となった先頭のレコードR
mで１回、後方のレコードRm+2で１回の合計２回アクセ
スされたのでキャッシュ管理テーブル４のカウンタ41a
の値は２となる。 つまり、本カウンタ41aにより対応する現在ローディ
ングモードにあるトラックスロットが何回アクセスされ
たかがわかる。 すなわち、１度しかアクセスされない場合（ロード時
のみの場合）、カウンタは初期値１のままである。たと
えば同じローディングモードにあるトラックスロット36
5のカウンタ41aの値は１であるのでロードの契機となっ
た先頭のRnしかアクセスされていないことがわかる。 いま、現在ローディングモードにあるトラックスロッ
ト365は、次に新しいデータがキャッシュ内にロードさ
れる際に、キャッシュメモリ36から解放される（トラッ
クスロット365にアクセスがきた場合を除く）位置にあ
る。すなわち、当該トラックスロット365に対応するキ
ャッシュ管理テーブル４のエントリ41のLRU法の順位が
最下位にあるとする。 このとき、本実施例では、ローディングモードにある
当該トラックスロット365が解放される（ステップ64）
際に、キャッシュ管理テーブル４において当該トラック
スロット365に対応するエントリ41のカウンタ41aが規定
の値以下であるもの（本実施例の場合１に）ついては、
シリンダ統計情報テーブル５において当該トラックスロ
ット365が属するシリンダ23のエントリ51にあるローデ
ィングモードカウンタ51cを＋１する（ステップ65）。 すなわち、シリンダ統計情報テーブル５におけるロー
ディングモードカウンタ51cの値は、ローディングモー
ドによるキャッシュメモリ36へのロード後、ロードの契
機となった当該トラックスロットの先頭レコード以外の
レコードには１度もアクセスがこないまま開放されたト
ラックスロットが当該シリンダ23の中に何本あるかを示
すことになる。 そして、ディスク制御装置３は、当該シリンダ23にア
クセスがくるたびにローディングモードカウンタ51cの
値のアクセス回数記録部51bの値に対する割合XLを求め
る（ステップ72）。 そして、この割合XLがある規定の割合（Ｋ）を超えて
いた場合（本例の場合Ｋ＝0.8）（ステップ73）、磁気
ディスク装置２からキャッシュメモリ36へのロードに際
して、ローディングモードにより同一トラック内の複数
のレコードを複写しても無駄であると判断し、キャッシ
ュ動作モードを、現在のローディングモードからレコー
ドモードに切り替える（ステップ74）。 同時に、シリンダ統計情報テーブル５の当該シリンダ
23に対応するエントリ51のアクセス回数記録部51bおよ
びローディングモードカウンタ51cをクリアする（ステ
ップ75）。 たとえば、第１図のシリンダ統計情報テーブル５にお
いて、シリンダ番号CYL＃が248番のエントリ51において
は、アクセス回数記録部51bおよびローディングモード
カウンタ51cの値がそれぞれ14および12であり、 XL＝12/14≒0.85 となる。XLが規定の0.8を超えているので動作モードの
変更が必要であると判断される。 このため、ディスク制御装置３は、以後、当該シリン
ダ番信CYL＃が248番のシリンダ23に属する１群のトラッ
ク22からキャッシュメモリ36へのロードは、レコードモ
ードが不適と判断されるまでレコードモードで行う。 一方、上位の中央処理装置１の側からアクセス要求の
あったシリンダ23が現在レコードモードの場合（ステッ
プ61）、まず、指示されたシリンダ番号，トラック番
号，レコード番号などにより、キャッシュメモリ36を検
索し、目的のレコードを探す（ステップ76）。 ここで、現在レコードモードにあるトラックスロット
367において、当該トラックスロット367に対応するトラ
ック22における後続レコードRP+2に対するアクセスの場
合、キャッシュメモリ36上に目的のレコードRP+2は存在
しない（ステップ77）ので、磁気ディスク装置２の当該
トラック22からキャッシュメモリ36へロード（ステップ
78）しなければならない。そして、チャネル装置11へそ
のレコードを出力する（ステップ79）。 この際に、本実施例のディスク制御装置３はシリンダ
統計情報テーブル５の当該トラックが属するシリンダ23
に対応するエントリ51のレコードモードカウンタ51dを
＋１する（ステップ80）。 すなわち、任意のシリンダ23に対応するエントリ51の
レコードモードカウンタ51dは、レコードモードによっ
て当該シリンダに属する１群のトラック23の任意の一つ
から単一レコードのみをキャッシュメモリ36にロードし
たが、当該レコードと同一トラック上にある後続レコー
ドがアクセスされ、レコードモードによるロードでは不
充分であった回数を示している。 そして、当該シリンダにアクセスがくるたびにレコー
ドモードカウンタ51dの値のアクセス回数記録部51bの値
に対する割合XRを求める（ステップ81）。この割合XRが
ある規定の値（Ｌ）を超えていた場合（本例の場合では
Ｌ＝0.6）（ステップ82）、キャッシュ動作モードを現
在のレコードモードからローディングモードに自動的に
切り替える（ステップ83）。 シリンダ統計情報テーブル５の当該シリンダ23に対応
するエントリ51のアクセス回数記録部51bおよびレコー
ドモードカウンタ51dをクリアする（ステップ84）。 たとえば、第１図のシリンダ統計情報テーブル５のシ
リンダ番号CYL＃が249番のエントリ51においては、現在
のアクセス回数記録部51bおよびレコードモードカウン
タ51dの値がそれぞれ13および８であり、 XR＝8/13≒0.62 となる。XRが規定の値0.6を越えているのでキャッシュ
動作モードを変更する必要がある。 したがって、ディスク制御装置３は、以後、シリンダ
番号CYL＃が249番のシリンダ23に属するトラック23から
キャッシュメモリ36へのロードを、ローディングモード
が不適と判断されるまでローディングモードで行う。 なお、レコードモードでキャッシュメモリ36に目的の
レコードがある場合は、そのレコードをチャネル装置へ
出力する（ステップ85）。 このように、本実施例においては、キャッシュ管理テ
ーブル４の個々のエントリ41に設けられたカウンタ41a,
モード情報部41b、さらにはシリンダ統計情報テーブル
５の各々のエントリ51に設けられたアクセス回数記録部
51b,ローディングモードカウンタ51c,レコードモードカ
ウンタ51dなどに基づく統計情報によって把握される、
個々のキャッシュ動作モードの稼働状況に応じて、臨機
応変に、ディスク制御装置３がシリンダ23などを単位と
して、ローディングモードとレコードモードとの間でキ
ャッシュ動作モードを自動的に切り替える学習機能を有
している。 したがって、中央処理装置１からの磁気ディスク装置
２に格納されたデータに対するアクセスパターンが、種
々の事情によって時々刻々と変化としても、人手の介入
を受けることなく、常に、最適なキャッシュ動作モード
を維持することが可能となる。 これにより、キャッシュメモリ36を常時、最大限に有
効に活用することができる。 また、中央処理装置１と磁気ディスク装置２およびデ
ィスク制御装置３などからなる情報処理システムにおい
て、中央処理装置１と磁気ディスク装置２との間におけ
るデータの授受の効率が大幅に向上する。 以上本発明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、上記の実施例では、磁気ディスク装置が１
つのディスク制御装置によって制御される場合について
説明したが、これに限らず、複数の磁気ディスク制御装
置から制御されるようにしてもよい。その場合、統計情
報は各ディスク制御装置間で共有される。 また、上記の実施例では、磁気ディスク装置およびデ
ィスク制御装置などで構成される磁気ディスクサブシス
テムが１つの中央処理装置に接続されているが、複数中
央処理装置に共有されるようにしてもよいことは言うま
でもない。 さらに、上記の本実施例ではキャッシュ動作モードお
よび統計情報をシリンダ単位で管理する場合について説
明したが、これに限らず、ボリュームもしくはデータセ
ット単位で管理してもよい。 また、キャッシュ動作モードとしては、前記実施例中
に例示されたものに限らないことは言うまでもない。 本発明になるキャッシュ制御方法によれば、中央処理
装置と外部記録装置との間に介在し、外部記憶装置のデ
ータの一部を記憶するキャッシュメモリを備えた制御装
置において、複数のキャッシュ動作モードを備え、個々
のキャッシュ動作モードの稼働状況に応じて前記キャッ
シュ動作モードを自動的に切り替える学習機能を具備し
ている。中央処理装置からのアクセス回数と現在選択し
ているキャッシュ動作モードが有効もしくは無効に働い
た回数との比などとして得られる統計情報の値が規定の
閾値を超えたか否かを監視することで現在のキャッシュ
動作モードの稼働状況の適否を判断できる。必要に応じ
て他のより適したキャッシュ動作モードへ自動的に切替
えることが可能となる。 これにより、たとえ中央処理装置からのアクセスパタ
ーンが時々刻々と変化しても、常時、最適なキャッシュ
動作モードを維持してキャッシュメモリを有効に活用す
ることができるという効果がある。 また、本発明の情報処理システムにおいては、中央処
理装置と、外部記憶装置と、この中央処理装置と外部記
憶装置との間に介在し、前記外部記憶装置のデータの一
部を記憶するキャッシュメモリを備えた制御装置とから
なる情報処理システムであって、複数のキャッシュ動作
モードを備え、個々のキャッシュ動作モードの稼働状況
に応じて前記キャッシュ動作モードを自動的に切り替え
る学習機能を具備している。中央処理装置からのアクセ
ス回数と現在選択しているキャッシュ動作モードが有効
もしくは無効に働いた回数との比などとして得られる統
計情報の値が規定の閾値を超えたか否かを監視すること
で現在のキャッシュ動作モードの稼働状況の適否を判断
できる。必要に応じて他のより適したキャッシュ動作モ
ードへ自動的に切替えることができる。 これにより、たとえ中央処理装置からのアクセスパタ
ーンが時々刻々と変化するような場合でも、常時、最適
なキャッシュ動作モードを維持してキャッシュメモリを
有効に機能させることが可能となり、キャッシュメモリ
が介在する中央処理装置と外部記憶装置との間における
情報の授受効率を向上させることができるという効果が
ある。 次に、前述した実施例と同様に、キャッシュメモリを
有するディスク制御装置による、中央処理装置と外部記
憶装置との間の情報の転送効率を向上させる別の実施例
の説明をする。本実施例では、特にヒット率の向上とロ
ーディングオーバーヘッドを軽減する方法について説明
する。 第６図は、キャッシュメモリ36の構成を示すものであ
る。キャッシュメモリ36は、固定長のセグメント30に分
割されている。磁気ディスク装置２の一つのトラックを
格納するために、一つ以上のある固定数のセグメント30
が必要であるとする。 まず、一つのトラックを複数のセグメント30で格納す
る場合について説明する。なお、このセグメント数をｎ
とする。空きセグメントポインタ38は、空いているセグ
メント30の集合の中のポインタを指す。各セグメント30
はポインタを持ち、セグメント30が空いているときに
は、次の空きセグメントを指す。但し、最終の空きセグ
メント30のポインタはunllとする。 第７図は、キャッシュ管理テーブル６の構成を示す。
キャッシュ管理テーブル６は、第１図に示したものと同
様であるが、本実施例を説明するために必要な部分のみ
を示している。キャッシュ管理テーブル６は、キャッシ
ュ管理ブロック40から構成されている。キャッシュ管理
ブロック40は、前述のキャッシュメモリ36内のセグメン
ト30を一つ以上割当てているトラック対応に割当てる。
空きブロックポインタ42は、空いているキャッシュ管理
ブロック40の集合の先頭のキャッシュ管理ブロック40へ
のポインタである。 第８図は、上記キャッシュ管理ブロック40の構成を示
すものである。デバイスID58,シリンダID59,トラックID
52は、このキャッシュ管理ブロックに対応したディスク
装置２上のトラックのディスク装置2,シリンダ，トラッ
クに関する識別子である。セグメント・ポインタ（ａ）
53〜同（ｎ）54は、ｎ個のセグメント30へのポインタを
示している。これらのポインタのうち、対応するトラッ
ク中に、キャッシュメモリ36中に格納されている部分を
格納しているセグメント数だけが有効であり、残りはnu
ll状態となる。有効なポインタは、対応するセグメント
30へのポインタとなる。 また、格納開始レコード識別子55は、キャッシュメモ
リ36内に格納を開始したレコードの識別子、例えば、こ
のレコードのディスク装置２上のトラックの格納開始位
置、格納終了レコード識別子56は、キャッシュメモリ36
内の格納を最終的に行ったレコードの識別子を示してい
る。すなわち、キャッシュメモリ36内には、格納開始レ
コード識別子55,格納終了レコード識別子56で示される
範囲のレコード群が格納されることになる。次ポインタ
57は、このキャッシュ管理ブロック40が空いていると
き、次のキャッシュ管理ブロック40へのポインタとな
る。但し、他に空いているキャッシュ管理ブロック40が
ない場合、unll値となる。 第９図に、プロセッサ33の処理フロー図を示す。第９
図は、プロセッサ33が、中央処理装置１から入出力要求
を受取った場合の処理フロー図である。ここでは、本発
明の要点の一つに関する処理のみを述べる。ステップ90
において、入出力対象トラックのキャッシュメモリ36へ
の格納状況をチェックする。次に、受取った入出力要求
の対象となるトラック全体がキャッシュメモリ36内に存
在しない場合は、中央処理装置１から受取った位置付け
要求（必要なデータを読み出せるようにするためのディ
スク装置２に対する指示）に従って、ディスク装置２に
対して位置付け要求を発行する（ステップ91）。なお、
このとき、１トラックを格納するにに充分な個数のセグ
メント30を確保する。 キャッシュメモリ36内に、入出力要求の対象となるト
ラックの一部が格納されているが、アクセス対象のレコ
ードが、キャッシュメモリ36内に格納されているレコー
ド群よりトラック後の部分である場合は次のように処理
する。格納終了レコード識別子56より後方の部分にアク
セス対象のレコードが存在する場合には、ステップ92に
示す如く、格納終了レコード識別子56に示されたレコー
ドの次のレコードからトラック内の最終レコードまでを
格納するため、ディスク装置２に対して位置付け要求を
発行する。このとき、このトラックの最後のレコードを
格納するのに充分なセグメント30の数を確保する。 アクセス対象のレコードが、キャッシュメモリ36内に
存在するレコード群より前の部分である場合は、次のよ
うに処理する。格納終了レコード識別子56より前方の部
分にアクセス対象のレコードが存在する場合には、ステ
ップ93に示す如く、格納終了レコード識別子56に示され
たレコードの次のレコードからトラック内の最終レコー
ドまでをロードし、トラックの先頭のレコードから格納
開始レコード識別子55で示されるレコードの前のレコー
ドまでを格納するため、ディスク装置２に対して位置付
け要求を発行する。この場合、このトラックの最終レコ
ードまで格納されている場合には、トラックの最初の部
分からロードを開始する。また、このとき、上記ロード
処理に必要な数だけのセグメント30を確保する。 次に、ディスク装置２から位置付け完了報告を受取っ
たときの、プロセッサ33の処理フローを、第10図〜第12
図に基づいて説明する。 まず、中央処理装置１からのアクセス対象のトラック
内のレコードが、キャッシュメモリ36内に存在しない場
合について説明する。第10図ステップ94に示す如く、中
央処理装置１からの入出力要求に従って、入出力処理を
行う。この際、ディスク装置２からレコードを読出した
場合には、このレコードをキャッシュメモリ36内にロー
ドする。ディスク装置２に書込むよう、中央処理装置１
から受取ったレコードは、ディスク装置２に書込むと同
時に、キャッシュメモリ36にも書込む。この後、格納開
始レコード識別子55,格納終了レコード識別子56を設定
する。この場合、中央処理装置１からのアクセス対象と
なるレコード（ディスク装置２へ書き込むべきレコー
ド）は連続したレコード群となる。 第13図には、このときのデータの格納形式を示す。図
示するように最初にアクセス対象となったレコードをセ
グメント30の先頭から格納する。これにより、アクセス
対象となったレコードが少なければローディングオーバ
ーヘッドの削減だけでなく、キャッシュメモリ36の使用
容量も削減できる。 第11図は、格納終了レコード識別子56に示されたレコ
ードの次のレコードから、このトラックの最終レコード
までをキャッシュメモリ36内にロードする処理に対する
位置付け完了要求を受取った場合を示すものである。こ
の場合、ステップ95に示す如く、格納終了識別子56に示
されたレコードの次のレコードから、最終レコードまで
をロードする処理を実行する。また、格納終了レコード
識別子56をトラックの終点の位置とする。 第14図に、このときのデータ格納形式を示す。この
後、ステップ96において、中央処理装置１と論理的に再
接続し、中央処理装置１との入出力処理に入る。このと
き、新たにロードしたレコードは、今までロードしてい
たレコードの後に付加することになる。 第12図は、格納終了レコード識別子56に示された次の
レコードから、このトラックの最終レコードまでをキャ
ッシュメモリ36内にロードし、次に、トラックの先頭の
レコードから、格納開始レコード識別子55に示されたレ
コードの前のレコードまでをキャッシュ21内にロードす
る処理を実行するために、ディスク装置２からの位置付
け完了処理を受取った場合の処理である。ステップ95で
この処理を実行する。但し、既に、トラックの最終レコ
ードまでロードされている場合には、トラックの先頭の
レコードからローディングを開始する。このとき、格納
開始レコード識別子56を、格納開始レコード識別子55の
前のレコードに設定する。 第15図には、この格納形式を示す。この後、ステップ
96において、中央処理装置１との入出力処理に入る。こ
のとき、今までキャッシュメモリ36内に格納されていた
レコード群の後に、トラックの最終レコードまでのレコ
ード群を、更に、その後にトラックの先頭からのレコー
ド群を格納することになる。 上記実施例においては、キャッシュメモリ36内にロー
ドされているレコード群より後方のレコードにアクセス
要求があった場合、第11図に示した如く、キャッシュメ
モリ36内にロードされているレコード群の次のレコード
からロードするようにした例を示したが、第12図に示す
如く、キャッシュメモリ36内にロードされているレコー
ド群以外のすべてのレコードを、キャッシュメモリ36内
にロードするようにしても良い。 以上は、トラックを格納するためのセグメント30を複
数割当てる場合である。この場合には、トラック全体を
キャッシュメモリ36に格納しない場合にセグメント30を
トラックと１対１に割当てたときに比べて、容量を節約
できる。 次に、一つのトラックに対応して、一つのセグメント
30を割当てる場合の実施例を説明する。この場合、第８
図に示したキャッシュ管理ブロック40の形式は異なり、
第16図に示すキャッシュ管理ブロック40aの形式とす
る。第８図との相異は、セグメントポインタ150が一つ
で良いことである。 また、セグメント30内の格納形式は、第13図に示した
如く、中央処理装置１から最初にアクセスされたレコー
ドをセグメント30の先頭から格納していっても良いが、
以下に述べる方式をとっても良い。すなわち、第17図に
示す如く、このレコードがトラックの先頭からの相対位
置に従って、格納位置を決める方式である。この場合、
トラック内の先頭のレコードを、セグメント30内の先頭
に格納することになる。 プロセッサ33の処理も、基本的には、第９図〜第12図
の処理フローで示した内容で良い。但し、セグメントを
割付けるタイミングは、このトラックのレコードがキャ
ッシュメモリ36内に存在しないときにアクセスがあった
場合、すなわち、第９図ステップ91に相当する部分だけ
で良い。また、第17図に示した格納形式をとった場合、
格納開始レコード識別子55に示されるレコードより前の
位置のレコードにアクセスがあったとき、トラックの先
頭から格納開始レコード識別子55に示されるレコードの
前のレコードまでを格納するようにしても良い。 また、上述の実施例においては、制御装置３内のプロ
セッサ33を１個としているが、これを複数個設け、中央
処理装置からの入出力経路、ディスク装置２からの入出
力経路を複数個設けても良い。また、中央処理装置１と
キャッシュメモリ36との間のデータ転送処理、ディスク
装置２とキャッシュメモリ36との間のデータ転送処理を
並行に実行させても良い。本質的には、本実施例では制
御装置３内にキャッシュメモリ36を持っていれば良く、
これ以外の構成要素は不可欠ではない。 以上述べた如く、本実施例によれば、中央処理装置か
らの入出力要求のアクセス対象のトラック内のレコード
の、キャッシュメモリ内における存在状態に基づいて、
キャッシュメモリ内にロードするレコード群を決定する
ようにしたので、トラックを構成しているレコードが可
変長の場合でも、トラック単位の管理方式をベースとし
てローディングオーバーヘッドを少なくすることが可能
な、データローディング方法を実現できるという顕著な
効果を奏するものである。 さらに、キャッシュメモリへのローディング・オーバ
ーヘッドの軽減とヒット率の向上を図るための別の実施
例を示す。 第18図は、制御メモリ34の構成を示す。制御メモリ34
は、プロセッサ33の機能を実現するための各モジュール
が格納される。ここでは、本実施例に関係する部分につ
いて述べる。アクセス特性チェック部７は、入出力要求
のアクセス特性をチェックし、アクセス・パターンに関
する情報を記憶する。ローディング選択部８は、アクセ
ス特性チェック部が収集した情報にしたがって、ローデ
ィング・パターンを決定する。ローディング実行部９
は、ローディング選択部８の選択したローディング・パ
ターンに従って、ローディングの実行制御を行う機能を
持つ。 第19図は、キャッシュ管理テーブル４のさらに異なる
構成である。キャッシュ管理テーブル10は、本実施例に
関係する部分について示す。キャッシュ管理ブロック40
bを、キャッシュメモリ36内のセグメント30を１つ以上
割り当てているトラック（当該トラックのある部分はキ
ャッシュ内に格納しているという意味）対応に設ける。
各キャッシュ管理ブロック40bは、前方向ポインタ48、
後方向ポインタ47によりMRU（Most Recently Used）順
にチェインされている。MRUポインタ42は、最も最近に
入出力の対象となったトラックのキャッシュ管理ブロッ
ク40bをさす。LRU（Least Recently Used）ポインタ43
は、キャッシュメモリ36の中に格納されているトラック
の集合では、最も長い時間入出力対象となっていないト
ラックのキャッシュ管理ブロック40bをさす。従って、
ミス（アクセス対象となったデータがキャッシュメモリ
36に存在しない。）が発生し、新たにセグメント30を割
り当てる必要が生じ、かつ、空きセグメントがない場
合、LRUポインタ43で示されたキャッシュ管理ブロック4
0bに対応したトラックを格納したセグメント30、およ
び、このキャッシュ管理ブロック40bを解放することに
なる。アクセス時間44は、このキャッシュ管理ブロック
40bが対応しているトラックが最も最近入出力対象とな
った時刻を格納する。（従ってMRUポインタ42から、前
方向ポインタ48をたどっていた場合、各キャッシュ管理
ブロック40b内のアクセス時間44は、遅くなっていくこ
とになる。）トラックを割り当てていなくて、空いてい
るキャッシュ管理ブロック40bは、空きブロックポイン
タ45から、先頭のキャッシュ管理ブロック40bがポイン
トされ、各キャッシュ管理ブロック40bは前方向ポイン
タ48と後方向ポインタ47によりポイントされる。 アクセス特性情報46は、アクセス特性チェック部７が
各入出力要求のアクセス特性をキャッシュ管理単位、す
なわち、本実施例においてはトラック単位に収集した情
報を格納する。本実施例には、ディスク装置２のすべて
のトラックに対応してアクセス特性情報46を設ける。こ
れらの情報の１部をキャッシュ管理ブロック40bの中に
設け必要な記憶容量を削減してもよい。 第20図に、アクセス特性情報46の構成を示す。本実施
例では、受け付けた入出力要求がシーケンシャル・アク
セスがどうかを認識する。シーケンシャル・アクセスで
あると認識した場合、この後アクセス対象となり得る複
数のトラックをロードする。以降、これを単に、複数ト
ラック・ローディングと呼ぶ。 シーケンシャル・アクセスでないと認識した場合、当
該トラックのデータがキャッシュメモリ36にまったくな
い状態から、一部、あるいは、全体がキャッシュメモリ
36内にローディングされて、当該トラックのデータ全体
がキャッシュメモリ36から追い出されるまでの間に、中
央処理装置１が実際にアクセスした部分を把握して、こ
れに基づき、ローディング方法を選択する。 まず、シーケンシャル・アクセスの認識のために必要
な情報について説明する。シーケンシャル・チェック中
フラグ100は、このトラック内のデータがシーケンシャ
ルにアクセスされているかをチェック中であることを示
すフラグである。具体的には、このアクセス特性情報に
対応するトラックの先頭のレコードがアクセスされた
時、このフラグはオンにする。その後、先頭レコード以
降のアクセスがシーケンシャルに行なわれなかった場
合、および、このトラックの最後のレコードまでシーケ
ンシャルにアクセスが完了した場合（このトラックがシ
ーケンシャル・アクセスされたということを認識した
時）、このフラグをオフにする。シーケンシャル識別ア
ドレス101は、次のアクセスがシーケンシャルに行なわ
れる場合アクセスされるレコードか格納されているトラ
ックの先頭からの位置を示す。シーケンシャル認識フラ
グ102は、このトラックの先頭のレコードまでシーケン
シャルにアクセスされた時オンにする。オフにするタイ
ミングは、次にこのトラックに対して、入出力要求を受
け付けた時である。 シーケンシャル以外のアクセスに対しては、入出力要
求を受け付けた時、アクセス対象トラックのレコードが
キャッシュ21内に存在しなかった時点（以降これをトラ
ック・ミスと呼ぶ。）から、このトラックのデータがキ
ャッシュメモリ36から追い出されるまでの期間に、中央
処理装置１がアクセス対象とした部分をローディング対
象としたいという考え方に基づき、ローディング方法を
決定するものとする。 次に、当該トラックの中で中央処理装置が実際にアク
セスした部分を認識するための情報を示す。１つの考え
方は、ある固定長（第21図ではＰバイト）の単位を１ビ
ットとして、第21図に示すようにトラックを複数ビット
のトラック・ビット・パターン108で表わし、あるレコ
ードがアクセスされた時、このレコードがトラック上で
格納されている領域に対応したビットをオンにしてお
き、（第21図中では、レコード1,レコードｍはアクセス
さていること、レコード２はアクセスされていないこと
を表わす。）キャッシュメモリ36には、ビットがオンし
ている領域のみローディングするというものである。し
かし、トラック・ミス時、トラックすべてをローディン
グしない場合、その後に、このトラックが入出力対象と
なった時、このトラックの一部のデータはキャッシュメ
モリ36上に存在するが、アクセス対象とするレコードは
キャッシュメモリ36内に存在しない場合がある。この場
合は、アクセス対象となったレコードをキャッシュメモ
リ36内に新たにローディングするという方法をとるもの
とする。ただし、ディスク装置２は、回転体であるた
め、オンになっているビットの集合にすきまができてい
るような場合は、ローディング時間そのものは、短くな
らない。従って、以下、本実施例では、中央処理装置が
アクセスした部分を第22図に示した考え方で認識するケ
ースについて詳細に述べる。 第22図では、トラックを、上位アクセス部110,前方部
109,後方部111とわけてる。上位アクセス部110は、当該
トラックに対する入出力要求を受け付け、トラック，ミ
スが発生した時、中央処理装置１がアクセス対象とした
レコード群である。前方部109は、この上位アクセス部1
10の前の位置にあるレコード群であり、後方部111は後
の位置にあるレコード群である。 本実施例では、シーケンシャル・アクセス以外のアク
セスに対して、トラック・ミス時のローディング・パタ
ーンとして以下のパターンを持つものとする。（これら
以外のローディング・パターンを持っても、本発明は有
効である。） （ａ）トラック・ローディング……トラック全体をロー
ディングする。 （ｂ）上位アクセス＋後方部ローディング……上位アク
セス部＋後方部をローディングする。 （ｃ）上位アクセス部・ローディング……上位アクセス
部のみローディングする。 以上の様なローディング・パターンを用意した場合に
も、（ｂ）上位アクセス部＋後方部ローディングを実行
し、レコードがキャッシュメモリ36内に存在する時、当
該トラックの前方部109のレコードにアクセスがあると
ミスが発生する。これを、フロント・ミスと呼ぶ。
（ｃ）上位アクセス部・ローディングを実行した場合に
は、後方部111のレコードにアクセスがあった時にもミ
スが生ずる。これをリア・ミスと呼ぶ。フロント・ミス
やリア・ミスが発生した時の処理を次に示す。 （１）フロント・ミス：当該トラックの中でキャッシュ
メモリ36にローディングしていないレコードをすべて、
キャッシュメモリ36内にローディングする。 （２）リア・ミス：後方部111内のみキャッシュにロー
ドする。 以上の様なローディングを行う場合、トラック・ミス
（フロントミス，リアミス）が発生してから、このトラ
ック全体がキャッシュメモリ36から追い出されるまで、
上位アクセス部110,前方部109,後方部111のうち実際に
中央処理装置１がアクセスした部分を把握し、記憶す
る。このアクセスした部分に関する統計情報を収集し、
トラック・ミス時、適切と判断したローディング方法を
選択する。本実施例では、過去ｑ回のうち最も多かった
ローディング・パターンを選択する。 例えば、後方部111をアクセスしたケースが最も多か
った場合、（ｂ）上位アクセス部＋後方部ローディング
を選択する。 以上の様な方法を実現するために取得すべき情報とし
て、アクセス特性情報46の中に持つべき情報を以下説明
する。 開始・終了アドレス103は、トラック・ミス時、中央
処理装置１がアクセスした上位アクセス部110のトラッ
ク上の開始・終了アドレスを示す。 前方部・アクセス・フラグ104、後方部・アクセス・
フラグ105は、トラック・ミス以後、中央処理装置１
が、前方部109、後方部111をアクセスしたかを示す情報
である。アクセス部チェック中フラグ106は、前方部10
9、後方部111がアクセスされるかをチェック中であるこ
とを示すフラグである。 統計情報107は、トラック・ミスが発生してからこの
トラック全体がキャッシュメモリ36から追い出される間
に、前方部あるいは後方部がアクセスされたかという情
報、すなわち、前方部アクセス・フラグ104、後方部ア
クセス・フラグ105の情報を過去ｒ回蓄積したものであ
る。 ただし、記憶容量の節約のために、統計情報107はト
ラックよりも、さらに大きい単位、例えば、シリンダご
とにとってもよい。 以下、アクセス特性チェック部７、ローディング選択
部８の処理フロー図について述べる。ローディング実行
部９は、ローディング選択部８の指示に従ってローディ
ングを行うだけである。 まず、アクセス特性チェック部７の処理フローについ
て述べる。アクセス特性チェック部７には、シーケンシ
ャル・アクセスの認識とそれ以外のアクセス特性の認識
がある。最初にシーケンシャル・アクセスの認識に関す
る部分について述べる。 第23図は、当該トラックの先頭のレコードがアクセス
された時の処理である。ステップ120において、シーケ
ンシャル・チェック中フラグ100をオンにして、処理を
終了する。 第24図は、入出力要求に対する処理を受け付けた時、
当該トラックのシーケンシャル・チェック中フラグ50が
オンの場合に実行される処理である。まず、ステップ12
1では、受け付けた入出力要求がアクセス対象としたレ
コードのトラックの先頭からの位置が、シーケンシャル
判別アドレス101と一致するかどうかをチェックする。
一致すれば、レコードがシーケンシャルにアクセスされ
ていることになるため、特に何の処理も行なわない。一
致しなければ、ステップ122において、シーケンシャル
・チェック中フラグ100をオフにする。 第25図は、入出力要求に対する処理が終了した時に、
当該トラックのシーケンシャル・チュック中フラグ100
がオンの場合実行される処理である。ステップ123で
は、当該トラックの最終レコードまで、入出力処理が完
了したかどうかをチェックする。完了していない場合
に、ステップ124において、この入出力要求で処理が完
了したレコードの次のレコードのトラックの先頭からの
相対アドレスを、シーケンシャル判別アドレス101に記
憶する。 完了した場合には、このトラックのレコードがシーケ
ンシャルにアクセスされたことになるため、ステップ12
5において、シーケンシャル認識フラグ102をオンにし、
シーケンシャル・チェック中フラグ101をオフにする。 第26図は、入出力要求を受け付けた時、当該トラック
のシーケンシャル認識フラグ102がオンの場合の処理で
ある。この場合、ステップ126において、シーケンシャ
ル認識フラグ102をオフにする。 次に、シーケンシャル・アクセスでないと認識したア
クセスに対する処理を示す。 第27図は、トラック・ミス時、複数トラック・ローデ
ィング以外のローディングを行った後、実行される処理
である。（複数トラック・ローディングを行うのは、シ
ーケンシャル・アクセスと認識している場合である。） ステップ127では、中央処理装置１が当該トラックの
中で実際に入出力要求のアクセス対象となったレコード
群すなわち、第22図における上位アクセス部110のトラ
ックの先頭からの開始位置，終了位置を開始・終了アド
レス103にセットする。さらに、ステップ128でアクセス
部チェック中フラグ106をオンにする。 第28図は、アクセス部チェック中フラグ106がオンの
時に当該トラックに対して入出力要求を受け取った時の
処理である。ステップ129では、受け付けた入出力要求
がアクセス対象とするレコードが第22図に示した、前方
部109、上位アクセス部110、後方部111のどの位置に相
当するかを分析する。 上位アクセス部110がアクセス対象となっている場
合、特に何もせず処理を終了する。 前方部109がアクセス対象となっている場合で、ステ
ップ130で前方部アクセス・フラグ104がオフの場合、こ
れをオンとする（オンになっている場合の処理はな
い）。ステップ131において、当該トラック全体がキャ
ッシュメモリ36にローディングされていない場合、ロー
ディングされていない部分をローディングするよう、ロ
ーディング実行部９に対して指示を行う。 後方部111がアクセス対象となっている場合、ステッ
プ132で、後方部アクセス・フラグ105がオフの場合、こ
れをオンとする（オンになっている場合の処理はな
い）。ステップ133において、後方部111が、キャッシュ
メモリ36にローディングされていない後方部111をロー
ディングするよう、ローディング実行部９に対して指示
を行う。 第29図は、キャッシュメモリ36から当該トラックを追
い出す時、前方・後方部チェック中フラグ106がオンの
時、実行される処理である。 まず、ステップ134で、アクセス部チェック中フラグ1
06をオフする。次に、ステップ135において、過去ｒ回
分の前方部アクセス・フラグ104、後方部アクセス・フ
ラグ105の統計情報のうち、最も古い情報を除き、現在
の前方部アクセス・フラグ104、後方図アクセス・フラ
グ105の内容を記憶する。この後、ステップ136におい
て、前方部アクセス・フラグ104、後方部アクセス・フ
ラグ105をオフにする。 次に、ローディング選択部９の処理フローを第30図に
示す。第30図は、トラック・ミスが発生した時に、実行
される。 まず、ステップ137でこの入出力要求がトラックの先
頭のレコードに対するアクセスかどうかをチェックす
る。そうでなければ、ステップ140へジャンプする。先
頭のレコードに対するアクセスの場合、ステップ138に
おいて、アクセス対象トラックより前の２つのトラック
のアクセス特性情報46のシーケンシャル認識フラグ102
がオンかどうかをチェックする。本実施例の場合、チェ
ックするのは、２トラックであるが、２トラックでなく
とも本発明は有効である。オンでない場合には、ステッ
プ140へジャンプする。 オンの場合、このアクセスがシーケンシャル・アクセ
スであると判断し、ステップ139において、ローディン
グ実行部９に対して、複数トラックのローディングを指
示して処理を終了する。 ステップ140から開始される処理は、シーケンシャル
・アクセスでないと判断した場合のローディング方法を
選択する処理である。ステップ140においては、統計情
報107に基づき、過去ｑ回のアクセス・パターンを前方
部109も後方部111もアクセスされなかったパターン、後
方部111だけアクセスされたパターン、以上の２つのパ
ターン以外のパターンに３分類する。この結果、前方部
109も後方部111もアクセスされなかったパターンが最も
多かった場合、ステップ141において、上位アクセス部
ローディングをローディング実行部に対して指示する。 後方部111だけアクセスされたパターンが最も多かっ
た場合、ステップ142において上位アクセス部＋後方部
のローディングをローディング実行部９に対して指示す
る。 これ以外のパターンが最も多かった場合、ステップ14
3において、トラックローディングをローディング実行
部９に対して指示する。 ここでは、ローディングを選択する場合、当該トラッ
クの統計情報107のみ参照したが、当該トラック以外の
統計情報107を参照してもよい。 以上述べてきた実施例では、シーケンシャル・アクセ
スを認識するため、トラック内のレコードが連続的にア
クセスされているかチェックするために、シーケンシャ
ル識別アドレス101を１つしか持っていない。このた
め、シーケンシャル・リードを行ったレコードをシーケ
ンシャルに更新していくという比較的頻度が高い処理が
発生した場合、シーケンシャル・アクセスであるという
認識ができなくなる。従って、リード処理とライト処理
のシーケンシャル・アクセスの認識を行うことにより、
この問題を解決する。この場合、アクセス特性情報46の
構成は、第20図にかわり第31図に示すようになる。第20
図との違いは、第20図中のシーケンシャル・チェック中
フラグ100、シーケンシャル識別アドレス101、シーケン
シャル認識フラグ102にリード用とライト用がある点で
ある。どちらの情報を扱うかは、受け付けた入出力要求
がリード要求であるかライト要求であるかにより決ま
り、操作のタイミング、方法等は、以上述べてきた実施
例と同様である。 また、シーケンシャル・アクセスの認識を行う際、受
け付けに入出力要求のアクセス効果となるレコードのト
ラックの先頭からの位置が、シーケンシャル識別アドレ
ス101とまったく同じであるという条件を用いていた
が、一定の幅はあってもシーケンシャル・アクセスであ
ると認識してもよい。 シーケンシャル・アクセス以外のアクセスに対するト
ラック・ミス発生時のローディング・パターンは、述べ
てきた実施例では、上位アクセス部ローディング（上位
アクセス部＋後方部）、ローディング，トラック・ロー
ディングの３つのパターンであったがこの３つのパター
ンにローディングなしのパターンを付加することが考え
られる。これは、トラック・ミス時のローディング以
降、当該トラック全体がキャッシュメモリ36から追い出
されるまでの間に当該トラックに対してアクセスがない
場合に有効である。 この場合、中央処理装置１がトラック・ミス時のロー
ディング以降、アクセス効果とする部分の監視を前方部
109、後方部111だけでなく、上位アクセス部110へのア
クセスも行う必要がある。 さらに、ローディングなしのパターンを実行した場
合、以下に述べる認識を行う必要がある。すなわち、ト
ラック・ミスが発生した時に、このトラック・ミスの発
生は前回のトラック・ミスの発生時に、ローディングを
行わなかったために発生したのか、ローディングを行っ
ていたとしても当該トラックに対するアクセス時間間隔
が長くてトラック・ミスが発生しているのかを区別する
必要がある。前者の場合、ローディングの必要がなかっ
たことになる。しかし、後者の場合、この時のアクセス
が、上位アクセス部110に対するものであるならば、前
回のトラック・ミス時に、上位アクセス部ローディング
を行う必要があったことになる。同様に、この時のアク
セスが後方部111に対するものである場合には（上位ア
クセス部＋後方部）のローディングを実行する必要があ
る。前方部109に対するものであるならば、トラック・
ローディングを実行する必要があったことになる。従っ
て、これらの区別を行い、前回のトラック・ミス時に選
択すべきだったローディング方法を統計情報107に記憶
し、以降のローディング方法の選択に反映させる必要が
ある。このとき、統計情報107に記憶する内容が、前回
のトラック・ミス時にローディングが必要がなかった場
合には上位アクセス部110、前方部109、後方部111もア
クセスされなかったということを統計情報107に記憶す
ることになる。前回のトラック・ミス時に何らかのロー
ディングを行う必要があった場合には、この時のアクセ
スが、（ａ）上位アクセス部110に対するものであれ
ば、上位アクセス部110にアクセスがあったこと、
（ｂ）後方部111に対するものなら後方部111にアクセス
があったこと、及び（ｃ）前方部109に対するものなら
前方部109にアクセスがあったことを統計情報107に記憶
することになる。 前回のトラック・ミスの発生時に何らかのローディン
グが必要であったかを判別するために、アクセス特性情
報46aの中に、トラック・ミスが発生した時の時刻を記
憶する。次に、トラック・ミスが発生した時、LRUポイ
ンタ43でポイントされているキャッシュ管理ブロック40
b内のアクセス時間44とこの時刻を比較する。キャッシ
ュメモリ36からの追い出し方法が、LRU方式の場合、こ
の時刻がアクセス時間よりも遅い場合には、仮に、前回
のトラック・ミス時にローディングを行っていたとして
もすでにキャッシュメモリ36から追い出されていること
になる。そうでなければ、まだ、キャッシュメモリ36内
に依存していることになり、ローディングが必要であっ
たことになる。 第32図は、ローディングなしのパターンを設けた場合
のアクセス特性情報46bの構成である。同様に第33図
は、第31図のアクセス特性情報46aにローディングなし
のパターンを考慮した場合の構成46cである。 以下、新たに設けた情報の説明を行う。上位アクセス
・フラグ170は、上位アクセス部110に対するアクセスを
チェックするフラグである。トラック・ミス発生時刻17
1はトラック・ミス発生時刻を記憶するために設ける。
上位アクセスフラグ170、トラック・ミス発生時刻171の
使用目的は以上述べたとおりである。 統計情報A172と統計情報107の相違は、統計情報107
が、前方アクセスフラグ104と後方アクセスフラグ105の
過去の情報であるのに対し、統計情報A172はこれに、上
位アクセスフラグの過去の情報を付加したものである。
統計情報A172の内容とトラック・ミス時に選択すべきロ
ーディング方法の関係を以下に示す。 （ａ）上位アクセス部110、前方部109、後方部111とも
アクセスがないパターンが最も多かった場合……ローデ
ィングなし。 （ｂ）上位アクセス部110のみアクセスするパターンが
最も多かった場合……上位アクセス部ローディング。 （ｃ）後方部111、あるいは、上位アクセス部110＋後方
部111しかアクセスしないパターンが最も多かった場合
……上位アクセス２部＋後方部のローディング。 （ｄ）上記３つの場合以外……トラックローディング。 ローディングなしのパターンを設けた時の基本的な考
え方、新たに設けた情報の使用目的、トラック・ミス時
に選択すべきローディングの決定方法を以上述べた。処
理フローは、ローディングなしのパターンと設けない場
合とそれほどの差違はないため省略する。 以上の実施例では、シーケンシャル，アクセス以外の
アクセスに対するアクセス特性の把握として、上位計算
機システムが実際にアクセス対象とした領域を把握した
場合について述べた。他の内容としては、トラックのヒ
ット率（アクセス対象のレコードがキャッシュメモリ36
上に存在する割合）がある。この際、ヒット率が一定値
以下になった時、このトラックをキャッシュメモリ36へ
のローディング対象としないという制御が考えられる
が、ローディングしないと決定した後、アクセス特性が
変ってローディング対象とした方がよくなるような場合
がある。しかし、キャッシュメモリ36へのローディング
対象となっている場合には、ヒット率は計測できるが、
ローディング対象としない場合には、ヒット率を計測す
ることは困難である。このため、何らかの情報により、
ヒット率の近似値を把握する。第34図に、この場合のア
クセス特性情報部46cのデータ構造、第35図に処理フロ
ーを示す。第34図は、第20図に対応した構造である（第
31図に対応した図は省略する）。以下、シーケンシャル
・アクセス以外のレコードについて述べる。トラック・
ミス発生時刻171は、第32図のようにトラック・ミス発
生時刻171と同様で、トラック・ミスが発生したが、キ
ャッシュメモリ36上にこのトラックをローディングしな
いと決めた時刻を記録しておく。ミス関数192、ヒット
関数191の使用法は、第35図の処理フローの説明の中で
述べる。ただし、第35図の処理フローにおいて、トラッ
クは、キャッシュメモリ36に対し、ローディングを行わ
ないと決めているため、すべての入出力要求はトラック
・ミスとなる。ステップ144では、このトラックがアク
セス対象となった時、このトラック・ミス発生時刻171
とLRUポインタ43で示されたキャッシュ管理ブロック40b
のアクセス時間44を比較する。トラック・ミス発生時刻
171の方が古い時刻であれば、前回のトラック・ミス時
にローディングを行ったとしても、ミスになったとし
て、ステップ145において、第34図のミス関数191を１増
やす。そうでなければ、ステップ146において、ヒット
関数192を増やし、トラック・ミス発生時刻181を更新し
ておく。ヒット関数192とミス関数191の合計値がある値
以上になり、この２つの値からヒット率｛ヒット関数19
21（ヒット関数191＋ミス関数191）｝が一定値以上にな
ると再びキャッシュ21へのローディング対象とすること
が可能となる。
る。 第１図は、本発明の一実施例であるキャッシュ制御方
法の一例の動作を説明する概念図である。第２図はこの
キャッシュ制御方法が適用される情報処理システムの一
例の構成を示すブロック図である。 まず、第２図などにより、本実施例における情報処理
システムの構成の概略を説明する。 たとえば、汎用の電子計算機などの一部を構成する中
央処理装置（Central Processing Unit）１（上位シス
テムと呼ぶこともある。）と、外部記憶装置としての磁
気ディスク装置２との間に、両者間におけるデータおよ
びコマンドなどの授受を制御するディスク制御装置３
（制御装置）が設けられている。 第２図にはディスク装置２を１台図示してあるが、一
般に、複数台のディスク装置が接続される。 中央処理装置１には、中央処理装置１と外部との間に
おけるデータおよびコマンドなどの授受を制御するチャ
ンネル装置11が設けられている。 一方、ディスク制御装置３には、チャネルインターフ
ェイス制御部31およびデバイスインターフェイス制御32
が設けられており、それぞれ、チャネル装置11とディス
ク制御装置３との間におけるデータおよびコマンドの遣
り取り、およびディスク制御装置３と磁気ディスク装置
２との間におけるデータの遣り取りなどを受け持ってい
る。 さらに、このチャネルインターフェイス制御部31とデ
バイスインターフェイス制御部32との間には、これらを
制御するプロセッサ33と、当該プロセッサ33の制御プロ
グラムなどが格納された制御メモリ34が設けられてい
る。 また、チャネルインターフェイス制御部31とデバイス
インターフェイス制御部32とは、データパス35によって
接続されている。 このデータパス35の一部には、たとえば磁気ディスク
装置２よりもはるかに動作の高速な半導体メモリなどか
らなるキャッシュメモリ36が設けられている。 そして、磁気ディスク装置２に格納されているデータ
の中で、上位のチャネル装置11を介して中央処理装置１
からアクセスされる確率の高いものを予め複写してお
き、このキャッシュメモリ36に格納されたデータによっ
て上位の中央処理装置１の側からのアクセス要求に応答
することにより、高速のチャネル装置11の側と動作の遅
い磁気ディスク装置２との間におけるデータの授受の効
率を高めるものである。 さらに、データパス35において、キャッシュメモリ36
よりもデバイスインターフェイス制御部32により近い側
には、データバッファ37が介設されており、デバイスイ
ンターフェイス制御部32と、キャッシュメモリ36および
チャネルインターフェイス制御部31などとの間で授受さ
れるデータが一時的に蓄えられるように構成されてい
る。 また、キャッシュメモリ36およびデータバッファ37の
動作は前記マイクロプロセッサ33によって制御されてい
る。 一方、前記磁気ディスク装置２においては、第４図に
示されるように、記憶媒体である複数の磁気ディスク21
の各々の両面に同心円状に複数のトラック22が設けられ
ており、各々のトラック22には第３図に示されるように
データの記録単位の一種であるレコードが複数個格納さ
れている。 また、個々の磁気ディスク21の両面には、それぞれ磁
気ディスク21の回転中心から距離が互いに等しい状態で
当該磁気ディスク21の径方向に同時に同一方向に移動し
て、目的のトラック上への位置付け動作、すなわちシー
ク動作を行う複数の図示しないヘッドが対向して配置さ
れており、この図示しないヘッドを介して任意のトラッ
ク22に対する前記レコードなどのデータの記録・再生動
作が行われる。 さらに、この複数のヘッドを磁気ディスク21の径方向
に変位させることなしに、すなわち回転中心から等距離
にあり、所要時間の長いシーク動作を行うことなくヘッ
ドの選択操作のみで高速に連続したアクセスが可能な一
群のトラック22によりシリンダ23が構成されている。 そして、上位の中央処理装置１の側からの任意のレコ
ードへのアクセスは、このシリンダ23の番号，図示しな
いヘッドの番号（トラック番号）およびレコード番号な
どを指定して行われるものである。 この場合、キャッシュメモリ36には、第１図に示され
るように、磁気ディスク装置２における複数のトラック
22の任意の幾つかにそれぞれ対応する複数のトラックス
ロット361〜367…が設けられている。磁気ディスク装置
２の任意のトラック22に格納されているレコードＲなど
のデータがそのトラック22に格納されている場合と等価
な記録形式でこのトラックスロット361〜367…に随時複
写（ロード）される。 これにより、チャネル装置11は、そのアクセスに際し
て、キャッシュメモリ36に目的のデータが存在する場合
には、高速なアクセスが可能なものである。 さらに、キャッシュメモリ36の内部におけるこれらの
複数のトラックスロット361〜367…は、キャッシュメモ
リ管理テーブル４によって管理されている。 キャッシュ管理テーブル４には個々のトラックスロッ
トに対応する複数のエントリ41が設けられる。個々のエ
ントリ41には、個々のトラックスロットに格納されたデ
ータの複写元のトラック22の磁気ディスク21における図
示しない格納位置情報（シリンダ番号，トラック番号な
ど）と、キャッシュメモリ36内におけるトラックスロッ
トの格納位置を指す図示しないポインタなどが記録され
ている。 さらに、個々のエントリ41、すなわち個々のエントリ
41に属する個々のトラックスロットはキャッシュ管理テ
ーブル４においてLRU法（Least Recently Used low）に
より管理されている。 すなわち、中央処理装置１からチャネル装置11を介し
て磁気ディスク装置２の所定のデータにアクセスの要求
があった場合には、まず、キャッシュ管理テーブル４を
検索してキャッシュメモリ36上に目的のデータがあるか
否かが調べられる。目的のデータが存在する（以下、ヒ
ットと記す）場合には、キャッシュメモリ36内のデータ
を用いた高速なアクセスが可能となる。一方、目的のデ
ータが存在しない（以下、ミスと記す）場合には、直接
に磁気ディスク装置２に対してアクセスを行うことにな
る。 このミスの場合には、たとえば、磁気ディスク装置２
からチャネル装置11に読み出されるデータは同時にキャ
ッシュメモリ36に複写され、次のアクセスに備えること
となる。この複写に際しては、解放されるべきトラック
スロットが選択される。キャッシュメモリ36に設けられ
た複数のトラックスロット361〜367…の中で最も古い時
点でアクセスがあったもの、すなわち、キャッシュ管理
テーブル４のLRU管理において最も順位の低い（OUT側）
エントリ41に対応するものが選択される。複写されたト
ラックスロットに対応するエントリ41をLRU管理の最上
位（IN側）に位置づける操作が行われる。 すなわち、最近にアクセスされたデータは次にアクセ
スされる可能性が高いのでなるべく長くキャッシュメモ
リ36の内部に保持する。最も古い時点でアクセスされた
データが格納されているトラックスロットを新しいデー
タの複写のために開放する。このようにしてヒット率の
向上を図るものである。 本実施例においては、前述のようなミスの際に行われ
る磁気ディスク装置２からキャッシュメモリ36への所望
のデータのロードの仕方などを規定するキャッシュ動作
モードとして少なくとも次の２種類が設けられている。
ローディングモードとレコードモードである。 第３図に示されるように、磁気ディスク装置２におけ
る任意のトラック22に格納されている複数のレコードの
うち、任意のレコードRnにアクセスがあった場合に、レ
コードRnの後方に（必ずしも連続していない）に格納さ
れているレコードに対するアクセスの確率が高いと見な
す。レコードRnの次から、そのトラック終端までのすべ
てのレコードをキャッシュメモリ36の所定のトラックス
ロットに複写する。これがローディングモードである。
レコードモードは複写の所要時間およびデータパス35の
占有時間などを最小にするなどの観点からアクセスのあ
った当該レコードRpのみを複写するモードである。 前述のキャッシュ管理テーブル４の複数のエントリ41
の各々は、次のように構成されている。第１図に示され
るように、エントリ41に属するトラックスロットに対す
るアクセスの際に後述の所定の条件に従ってインクリメ
ントされるカウンタ41aと、そのトラックスロットにお
ける現在のキャッシュ動作モードを識別するモード識別
情報41bとが記録されるように、各々のエントリ41は構
成されている。 さらに、本実施例の場合には、磁気ディスク21におい
て回転中心から等距離にある一群のトラック22（トラッ
クスロット）を含む前述のシリンダ23の各々に対応する
複数のエントリ51を有するシリンダ統計情報テーブル５
が設けられている。個々のトラックスロットにおけるキ
ャッシュ動作モードはこのリシンダ単位で管理されてい
る。 すなわち、このシリンダ統計情報テーブル５の各々の
エントリ51には、当該エントリ51に対応するシリンダ23
の現在のキャッシュ動作モードを記録するモード識別情
報51aと、当該シリンダ23に対する全アクセス回数が記
録されるアクセス回数記録部51bと、前記キャッシュ管
理テーブル４におけるカウンタ41aの値などに基づいて
後述の所定の契機に＋１されるローディングモードカウ
ンタ51cと、レコードモードカウンタ51dとが設けられて
いる。 そして、本実施例では、アクセス回数記録部51bの値
と、ローディングモードカウンタ51cまたはレコードモ
ードカウンタ51dとの比の大小に応じて、個々のシリン
ダ23を単位として随時、前述のキャッシュ動作モードを
切り替える操作が自動的に行われるものである。 以下、本実施例のキャッシュ制御方式の動作の一例を
第５図を用いて説明する。 中央処理装置１は、チャネル装置11を介してディスク
制御装置３にシリンダ番号，ヘッド番号（トラック番
号），レコード番号などを指示して磁気ディスク装置２
に対するアクセスを要求する。この要求に対応して、第
５図の処理が開始する。 ディスク制御装置３は、シリンダ統計情報テーブル５
の該当するシリンダ番号CYL＃のアクセス回数記録部51b
を＋１する（ステップ60）。次に、このシリンダのキャ
ッシュ動作モードを判定する（ステップ61）。 ローティングモードの場合を説明する。指示されたシ
リンダ番号，トラック番号などにより、キャッシュメモ
リ36を検索し、目的のレコードを探す（ステップ62）。
目的のレコードが見つからないとき（ステップ63）、次
のように処理する。 目的のレコードをロードするトラックスロットを解放
する（ステップ64）。このトラックスロットの解放に関
しては後述する。中央処理装置１がアクセスを要求した
目的のレコードRmに引き続く後続のレコードRm+1,Rm+2
を、ロードする（ステップ66）。このローディングは磁
気ディスク装置２の該当するシリンダ番号およびトラッ
ク番号のトラック22から、LRU法によって管理される所
定のたとえばトラックスロット362にロードすることに
より実現する。このローディングと同時または、トラッ
クスロットに格納した後に、要求されたレコードRmをチ
ャネル装置11に送出する（ステップ67）。キャッシュ管
理テーブル４の該当エントリ41のモード識別情報41bが
ローディングモードを示すようにする（ステップ68）。
当該トラックスロットに対応するキャッシュ管理テーブ
ル４の該当エントリ41のカウンタ41aに初期値１をセッ
トする（ステップ69）。 そして、以降、当該トラックスロット362において後
続のレコードRm+1,Rm+2にアクセスの要求があれば、当
該レコードRm+1,Rm+2はキャッシュ内に保持されている
ので高速にアクセスできる（ステップ70）。この場合、
ディスク制御装置３は、キャッシュ管理テーブル４にお
ける当該トラックスロット362に対応するエントリ41の
カウンタ41aを＋１する（ステップ71）。 したがって、現在ローディングモードにあるトラック
スロット362は、ロードの契機となった先頭のレコードR
mで１回、後方のレコードRm+2で１回の合計２回アクセ
スされたのでキャッシュ管理テーブル４のカウンタ41a
の値は２となる。 つまり、本カウンタ41aにより対応する現在ローディ
ングモードにあるトラックスロットが何回アクセスされ
たかがわかる。 すなわち、１度しかアクセスされない場合（ロード時
のみの場合）、カウンタは初期値１のままである。たと
えば同じローディングモードにあるトラックスロット36
5のカウンタ41aの値は１であるのでロードの契機となっ
た先頭のRnしかアクセスされていないことがわかる。 いま、現在ローディングモードにあるトラックスロッ
ト365は、次に新しいデータがキャッシュ内にロードさ
れる際に、キャッシュメモリ36から解放される（トラッ
クスロット365にアクセスがきた場合を除く）位置にあ
る。すなわち、当該トラックスロット365に対応するキ
ャッシュ管理テーブル４のエントリ41のLRU法の順位が
最下位にあるとする。 このとき、本実施例では、ローディングモードにある
当該トラックスロット365が解放される（ステップ64）
際に、キャッシュ管理テーブル４において当該トラック
スロット365に対応するエントリ41のカウンタ41aが規定
の値以下であるもの（本実施例の場合１に）ついては、
シリンダ統計情報テーブル５において当該トラックスロ
ット365が属するシリンダ23のエントリ51にあるローデ
ィングモードカウンタ51cを＋１する（ステップ65）。 すなわち、シリンダ統計情報テーブル５におけるロー
ディングモードカウンタ51cの値は、ローディングモー
ドによるキャッシュメモリ36へのロード後、ロードの契
機となった当該トラックスロットの先頭レコード以外の
レコードには１度もアクセスがこないまま開放されたト
ラックスロットが当該シリンダ23の中に何本あるかを示
すことになる。 そして、ディスク制御装置３は、当該シリンダ23にア
クセスがくるたびにローディングモードカウンタ51cの
値のアクセス回数記録部51bの値に対する割合XLを求め
る（ステップ72）。 そして、この割合XLがある規定の割合（Ｋ）を超えて
いた場合（本例の場合Ｋ＝0.8）（ステップ73）、磁気
ディスク装置２からキャッシュメモリ36へのロードに際
して、ローディングモードにより同一トラック内の複数
のレコードを複写しても無駄であると判断し、キャッシ
ュ動作モードを、現在のローディングモードからレコー
ドモードに切り替える（ステップ74）。 同時に、シリンダ統計情報テーブル５の当該シリンダ
23に対応するエントリ51のアクセス回数記録部51bおよ
びローディングモードカウンタ51cをクリアする（ステ
ップ75）。 たとえば、第１図のシリンダ統計情報テーブル５にお
いて、シリンダ番号CYL＃が248番のエントリ51において
は、アクセス回数記録部51bおよびローディングモード
カウンタ51cの値がそれぞれ14および12であり、 XL＝12/14≒0.85 となる。XLが規定の0.8を超えているので動作モードの
変更が必要であると判断される。 このため、ディスク制御装置３は、以後、当該シリン
ダ番信CYL＃が248番のシリンダ23に属する１群のトラッ
ク22からキャッシュメモリ36へのロードは、レコードモ
ードが不適と判断されるまでレコードモードで行う。 一方、上位の中央処理装置１の側からアクセス要求の
あったシリンダ23が現在レコードモードの場合（ステッ
プ61）、まず、指示されたシリンダ番号，トラック番
号，レコード番号などにより、キャッシュメモリ36を検
索し、目的のレコードを探す（ステップ76）。 ここで、現在レコードモードにあるトラックスロット
367において、当該トラックスロット367に対応するトラ
ック22における後続レコードRP+2に対するアクセスの場
合、キャッシュメモリ36上に目的のレコードRP+2は存在
しない（ステップ77）ので、磁気ディスク装置２の当該
トラック22からキャッシュメモリ36へロード（ステップ
78）しなければならない。そして、チャネル装置11へそ
のレコードを出力する（ステップ79）。 この際に、本実施例のディスク制御装置３はシリンダ
統計情報テーブル５の当該トラックが属するシリンダ23
に対応するエントリ51のレコードモードカウンタ51dを
＋１する（ステップ80）。 すなわち、任意のシリンダ23に対応するエントリ51の
レコードモードカウンタ51dは、レコードモードによっ
て当該シリンダに属する１群のトラック23の任意の一つ
から単一レコードのみをキャッシュメモリ36にロードし
たが、当該レコードと同一トラック上にある後続レコー
ドがアクセスされ、レコードモードによるロードでは不
充分であった回数を示している。 そして、当該シリンダにアクセスがくるたびにレコー
ドモードカウンタ51dの値のアクセス回数記録部51bの値
に対する割合XRを求める（ステップ81）。この割合XRが
ある規定の値（Ｌ）を超えていた場合（本例の場合では
Ｌ＝0.6）（ステップ82）、キャッシュ動作モードを現
在のレコードモードからローディングモードに自動的に
切り替える（ステップ83）。 シリンダ統計情報テーブル５の当該シリンダ23に対応
するエントリ51のアクセス回数記録部51bおよびレコー
ドモードカウンタ51dをクリアする（ステップ84）。 たとえば、第１図のシリンダ統計情報テーブル５のシ
リンダ番号CYL＃が249番のエントリ51においては、現在
のアクセス回数記録部51bおよびレコードモードカウン
タ51dの値がそれぞれ13および８であり、 XR＝8/13≒0.62 となる。XRが規定の値0.6を越えているのでキャッシュ
動作モードを変更する必要がある。 したがって、ディスク制御装置３は、以後、シリンダ
番号CYL＃が249番のシリンダ23に属するトラック23から
キャッシュメモリ36へのロードを、ローディングモード
が不適と判断されるまでローディングモードで行う。 なお、レコードモードでキャッシュメモリ36に目的の
レコードがある場合は、そのレコードをチャネル装置へ
出力する（ステップ85）。 このように、本実施例においては、キャッシュ管理テ
ーブル４の個々のエントリ41に設けられたカウンタ41a,
モード情報部41b、さらにはシリンダ統計情報テーブル
５の各々のエントリ51に設けられたアクセス回数記録部
51b,ローディングモードカウンタ51c,レコードモードカ
ウンタ51dなどに基づく統計情報によって把握される、
個々のキャッシュ動作モードの稼働状況に応じて、臨機
応変に、ディスク制御装置３がシリンダ23などを単位と
して、ローディングモードとレコードモードとの間でキ
ャッシュ動作モードを自動的に切り替える学習機能を有
している。 したがって、中央処理装置１からの磁気ディスク装置
２に格納されたデータに対するアクセスパターンが、種
々の事情によって時々刻々と変化としても、人手の介入
を受けることなく、常に、最適なキャッシュ動作モード
を維持することが可能となる。 これにより、キャッシュメモリ36を常時、最大限に有
効に活用することができる。 また、中央処理装置１と磁気ディスク装置２およびデ
ィスク制御装置３などからなる情報処理システムにおい
て、中央処理装置１と磁気ディスク装置２との間におけ
るデータの授受の効率が大幅に向上する。 以上本発明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、上記の実施例では、磁気ディスク装置が１
つのディスク制御装置によって制御される場合について
説明したが、これに限らず、複数の磁気ディスク制御装
置から制御されるようにしてもよい。その場合、統計情
報は各ディスク制御装置間で共有される。 また、上記の実施例では、磁気ディスク装置およびデ
ィスク制御装置などで構成される磁気ディスクサブシス
テムが１つの中央処理装置に接続されているが、複数中
央処理装置に共有されるようにしてもよいことは言うま
でもない。 さらに、上記の本実施例ではキャッシュ動作モードお
よび統計情報をシリンダ単位で管理する場合について説
明したが、これに限らず、ボリュームもしくはデータセ
ット単位で管理してもよい。 また、キャッシュ動作モードとしては、前記実施例中
に例示されたものに限らないことは言うまでもない。 本発明になるキャッシュ制御方法によれば、中央処理
装置と外部記録装置との間に介在し、外部記憶装置のデ
ータの一部を記憶するキャッシュメモリを備えた制御装
置において、複数のキャッシュ動作モードを備え、個々
のキャッシュ動作モードの稼働状況に応じて前記キャッ
シュ動作モードを自動的に切り替える学習機能を具備し
ている。中央処理装置からのアクセス回数と現在選択し
ているキャッシュ動作モードが有効もしくは無効に働い
た回数との比などとして得られる統計情報の値が規定の
閾値を超えたか否かを監視することで現在のキャッシュ
動作モードの稼働状況の適否を判断できる。必要に応じ
て他のより適したキャッシュ動作モードへ自動的に切替
えることが可能となる。 これにより、たとえ中央処理装置からのアクセスパタ
ーンが時々刻々と変化しても、常時、最適なキャッシュ
動作モードを維持してキャッシュメモリを有効に活用す
ることができるという効果がある。 また、本発明の情報処理システムにおいては、中央処
理装置と、外部記憶装置と、この中央処理装置と外部記
憶装置との間に介在し、前記外部記憶装置のデータの一
部を記憶するキャッシュメモリを備えた制御装置とから
なる情報処理システムであって、複数のキャッシュ動作
モードを備え、個々のキャッシュ動作モードの稼働状況
に応じて前記キャッシュ動作モードを自動的に切り替え
る学習機能を具備している。中央処理装置からのアクセ
ス回数と現在選択しているキャッシュ動作モードが有効
もしくは無効に働いた回数との比などとして得られる統
計情報の値が規定の閾値を超えたか否かを監視すること
で現在のキャッシュ動作モードの稼働状況の適否を判断
できる。必要に応じて他のより適したキャッシュ動作モ
ードへ自動的に切替えることができる。 これにより、たとえ中央処理装置からのアクセスパタ
ーンが時々刻々と変化するような場合でも、常時、最適
なキャッシュ動作モードを維持してキャッシュメモリを
有効に機能させることが可能となり、キャッシュメモリ
が介在する中央処理装置と外部記憶装置との間における
情報の授受効率を向上させることができるという効果が
ある。 次に、前述した実施例と同様に、キャッシュメモリを
有するディスク制御装置による、中央処理装置と外部記
憶装置との間の情報の転送効率を向上させる別の実施例
の説明をする。本実施例では、特にヒット率の向上とロ
ーディングオーバーヘッドを軽減する方法について説明
する。 第６図は、キャッシュメモリ36の構成を示すものであ
る。キャッシュメモリ36は、固定長のセグメント30に分
割されている。磁気ディスク装置２の一つのトラックを
格納するために、一つ以上のある固定数のセグメント30
が必要であるとする。 まず、一つのトラックを複数のセグメント30で格納す
る場合について説明する。なお、このセグメント数をｎ
とする。空きセグメントポインタ38は、空いているセグ
メント30の集合の中のポインタを指す。各セグメント30
はポインタを持ち、セグメント30が空いているときに
は、次の空きセグメントを指す。但し、最終の空きセグ
メント30のポインタはunllとする。 第７図は、キャッシュ管理テーブル６の構成を示す。
キャッシュ管理テーブル６は、第１図に示したものと同
様であるが、本実施例を説明するために必要な部分のみ
を示している。キャッシュ管理テーブル６は、キャッシ
ュ管理ブロック40から構成されている。キャッシュ管理
ブロック40は、前述のキャッシュメモリ36内のセグメン
ト30を一つ以上割当てているトラック対応に割当てる。
空きブロックポインタ42は、空いているキャッシュ管理
ブロック40の集合の先頭のキャッシュ管理ブロック40へ
のポインタである。 第８図は、上記キャッシュ管理ブロック40の構成を示
すものである。デバイスID58,シリンダID59,トラックID
52は、このキャッシュ管理ブロックに対応したディスク
装置２上のトラックのディスク装置2,シリンダ，トラッ
クに関する識別子である。セグメント・ポインタ（ａ）
53〜同（ｎ）54は、ｎ個のセグメント30へのポインタを
示している。これらのポインタのうち、対応するトラッ
ク中に、キャッシュメモリ36中に格納されている部分を
格納しているセグメント数だけが有効であり、残りはnu
ll状態となる。有効なポインタは、対応するセグメント
30へのポインタとなる。 また、格納開始レコード識別子55は、キャッシュメモ
リ36内に格納を開始したレコードの識別子、例えば、こ
のレコードのディスク装置２上のトラックの格納開始位
置、格納終了レコード識別子56は、キャッシュメモリ36
内の格納を最終的に行ったレコードの識別子を示してい
る。すなわち、キャッシュメモリ36内には、格納開始レ
コード識別子55,格納終了レコード識別子56で示される
範囲のレコード群が格納されることになる。次ポインタ
57は、このキャッシュ管理ブロック40が空いていると
き、次のキャッシュ管理ブロック40へのポインタとな
る。但し、他に空いているキャッシュ管理ブロック40が
ない場合、unll値となる。 第９図に、プロセッサ33の処理フロー図を示す。第９
図は、プロセッサ33が、中央処理装置１から入出力要求
を受取った場合の処理フロー図である。ここでは、本発
明の要点の一つに関する処理のみを述べる。ステップ90
において、入出力対象トラックのキャッシュメモリ36へ
の格納状況をチェックする。次に、受取った入出力要求
の対象となるトラック全体がキャッシュメモリ36内に存
在しない場合は、中央処理装置１から受取った位置付け
要求（必要なデータを読み出せるようにするためのディ
スク装置２に対する指示）に従って、ディスク装置２に
対して位置付け要求を発行する（ステップ91）。なお、
このとき、１トラックを格納するにに充分な個数のセグ
メント30を確保する。 キャッシュメモリ36内に、入出力要求の対象となるト
ラックの一部が格納されているが、アクセス対象のレコ
ードが、キャッシュメモリ36内に格納されているレコー
ド群よりトラック後の部分である場合は次のように処理
する。格納終了レコード識別子56より後方の部分にアク
セス対象のレコードが存在する場合には、ステップ92に
示す如く、格納終了レコード識別子56に示されたレコー
ドの次のレコードからトラック内の最終レコードまでを
格納するため、ディスク装置２に対して位置付け要求を
発行する。このとき、このトラックの最後のレコードを
格納するのに充分なセグメント30の数を確保する。 アクセス対象のレコードが、キャッシュメモリ36内に
存在するレコード群より前の部分である場合は、次のよ
うに処理する。格納終了レコード識別子56より前方の部
分にアクセス対象のレコードが存在する場合には、ステ
ップ93に示す如く、格納終了レコード識別子56に示され
たレコードの次のレコードからトラック内の最終レコー
ドまでをロードし、トラックの先頭のレコードから格納
開始レコード識別子55で示されるレコードの前のレコー
ドまでを格納するため、ディスク装置２に対して位置付
け要求を発行する。この場合、このトラックの最終レコ
ードまで格納されている場合には、トラックの最初の部
分からロードを開始する。また、このとき、上記ロード
処理に必要な数だけのセグメント30を確保する。 次に、ディスク装置２から位置付け完了報告を受取っ
たときの、プロセッサ33の処理フローを、第10図〜第12
図に基づいて説明する。 まず、中央処理装置１からのアクセス対象のトラック
内のレコードが、キャッシュメモリ36内に存在しない場
合について説明する。第10図ステップ94に示す如く、中
央処理装置１からの入出力要求に従って、入出力処理を
行う。この際、ディスク装置２からレコードを読出した
場合には、このレコードをキャッシュメモリ36内にロー
ドする。ディスク装置２に書込むよう、中央処理装置１
から受取ったレコードは、ディスク装置２に書込むと同
時に、キャッシュメモリ36にも書込む。この後、格納開
始レコード識別子55,格納終了レコード識別子56を設定
する。この場合、中央処理装置１からのアクセス対象と
なるレコード（ディスク装置２へ書き込むべきレコー
ド）は連続したレコード群となる。 第13図には、このときのデータの格納形式を示す。図
示するように最初にアクセス対象となったレコードをセ
グメント30の先頭から格納する。これにより、アクセス
対象となったレコードが少なければローディングオーバ
ーヘッドの削減だけでなく、キャッシュメモリ36の使用
容量も削減できる。 第11図は、格納終了レコード識別子56に示されたレコ
ードの次のレコードから、このトラックの最終レコード
までをキャッシュメモリ36内にロードする処理に対する
位置付け完了要求を受取った場合を示すものである。こ
の場合、ステップ95に示す如く、格納終了識別子56に示
されたレコードの次のレコードから、最終レコードまで
をロードする処理を実行する。また、格納終了レコード
識別子56をトラックの終点の位置とする。 第14図に、このときのデータ格納形式を示す。この
後、ステップ96において、中央処理装置１と論理的に再
接続し、中央処理装置１との入出力処理に入る。このと
き、新たにロードしたレコードは、今までロードしてい
たレコードの後に付加することになる。 第12図は、格納終了レコード識別子56に示された次の
レコードから、このトラックの最終レコードまでをキャ
ッシュメモリ36内にロードし、次に、トラックの先頭の
レコードから、格納開始レコード識別子55に示されたレ
コードの前のレコードまでをキャッシュ21内にロードす
る処理を実行するために、ディスク装置２からの位置付
け完了処理を受取った場合の処理である。ステップ95で
この処理を実行する。但し、既に、トラックの最終レコ
ードまでロードされている場合には、トラックの先頭の
レコードからローディングを開始する。このとき、格納
開始レコード識別子56を、格納開始レコード識別子55の
前のレコードに設定する。 第15図には、この格納形式を示す。この後、ステップ
96において、中央処理装置１との入出力処理に入る。こ
のとき、今までキャッシュメモリ36内に格納されていた
レコード群の後に、トラックの最終レコードまでのレコ
ード群を、更に、その後にトラックの先頭からのレコー
ド群を格納することになる。 上記実施例においては、キャッシュメモリ36内にロー
ドされているレコード群より後方のレコードにアクセス
要求があった場合、第11図に示した如く、キャッシュメ
モリ36内にロードされているレコード群の次のレコード
からロードするようにした例を示したが、第12図に示す
如く、キャッシュメモリ36内にロードされているレコー
ド群以外のすべてのレコードを、キャッシュメモリ36内
にロードするようにしても良い。 以上は、トラックを格納するためのセグメント30を複
数割当てる場合である。この場合には、トラック全体を
キャッシュメモリ36に格納しない場合にセグメント30を
トラックと１対１に割当てたときに比べて、容量を節約
できる。 次に、一つのトラックに対応して、一つのセグメント
30を割当てる場合の実施例を説明する。この場合、第８
図に示したキャッシュ管理ブロック40の形式は異なり、
第16図に示すキャッシュ管理ブロック40aの形式とす
る。第８図との相異は、セグメントポインタ150が一つ
で良いことである。 また、セグメント30内の格納形式は、第13図に示した
如く、中央処理装置１から最初にアクセスされたレコー
ドをセグメント30の先頭から格納していっても良いが、
以下に述べる方式をとっても良い。すなわち、第17図に
示す如く、このレコードがトラックの先頭からの相対位
置に従って、格納位置を決める方式である。この場合、
トラック内の先頭のレコードを、セグメント30内の先頭
に格納することになる。 プロセッサ33の処理も、基本的には、第９図〜第12図
の処理フローで示した内容で良い。但し、セグメントを
割付けるタイミングは、このトラックのレコードがキャ
ッシュメモリ36内に存在しないときにアクセスがあった
場合、すなわち、第９図ステップ91に相当する部分だけ
で良い。また、第17図に示した格納形式をとった場合、
格納開始レコード識別子55に示されるレコードより前の
位置のレコードにアクセスがあったとき、トラックの先
頭から格納開始レコード識別子55に示されるレコードの
前のレコードまでを格納するようにしても良い。 また、上述の実施例においては、制御装置３内のプロ
セッサ33を１個としているが、これを複数個設け、中央
処理装置からの入出力経路、ディスク装置２からの入出
力経路を複数個設けても良い。また、中央処理装置１と
キャッシュメモリ36との間のデータ転送処理、ディスク
装置２とキャッシュメモリ36との間のデータ転送処理を
並行に実行させても良い。本質的には、本実施例では制
御装置３内にキャッシュメモリ36を持っていれば良く、
これ以外の構成要素は不可欠ではない。 以上述べた如く、本実施例によれば、中央処理装置か
らの入出力要求のアクセス対象のトラック内のレコード
の、キャッシュメモリ内における存在状態に基づいて、
キャッシュメモリ内にロードするレコード群を決定する
ようにしたので、トラックを構成しているレコードが可
変長の場合でも、トラック単位の管理方式をベースとし
てローディングオーバーヘッドを少なくすることが可能
な、データローディング方法を実現できるという顕著な
効果を奏するものである。 さらに、キャッシュメモリへのローディング・オーバ
ーヘッドの軽減とヒット率の向上を図るための別の実施
例を示す。 第18図は、制御メモリ34の構成を示す。制御メモリ34
は、プロセッサ33の機能を実現するための各モジュール
が格納される。ここでは、本実施例に関係する部分につ
いて述べる。アクセス特性チェック部７は、入出力要求
のアクセス特性をチェックし、アクセス・パターンに関
する情報を記憶する。ローディング選択部８は、アクセ
ス特性チェック部が収集した情報にしたがって、ローデ
ィング・パターンを決定する。ローディング実行部９
は、ローディング選択部８の選択したローディング・パ
ターンに従って、ローディングの実行制御を行う機能を
持つ。 第19図は、キャッシュ管理テーブル４のさらに異なる
構成である。キャッシュ管理テーブル10は、本実施例に
関係する部分について示す。キャッシュ管理ブロック40
bを、キャッシュメモリ36内のセグメント30を１つ以上
割り当てているトラック（当該トラックのある部分はキ
ャッシュ内に格納しているという意味）対応に設ける。
各キャッシュ管理ブロック40bは、前方向ポインタ48、
後方向ポインタ47によりMRU（Most Recently Used）順
にチェインされている。MRUポインタ42は、最も最近に
入出力の対象となったトラックのキャッシュ管理ブロッ
ク40bをさす。LRU（Least Recently Used）ポインタ43
は、キャッシュメモリ36の中に格納されているトラック
の集合では、最も長い時間入出力対象となっていないト
ラックのキャッシュ管理ブロック40bをさす。従って、
ミス（アクセス対象となったデータがキャッシュメモリ
36に存在しない。）が発生し、新たにセグメント30を割
り当てる必要が生じ、かつ、空きセグメントがない場
合、LRUポインタ43で示されたキャッシュ管理ブロック4
0bに対応したトラックを格納したセグメント30、およ
び、このキャッシュ管理ブロック40bを解放することに
なる。アクセス時間44は、このキャッシュ管理ブロック
40bが対応しているトラックが最も最近入出力対象とな
った時刻を格納する。（従ってMRUポインタ42から、前
方向ポインタ48をたどっていた場合、各キャッシュ管理
ブロック40b内のアクセス時間44は、遅くなっていくこ
とになる。）トラックを割り当てていなくて、空いてい
るキャッシュ管理ブロック40bは、空きブロックポイン
タ45から、先頭のキャッシュ管理ブロック40bがポイン
トされ、各キャッシュ管理ブロック40bは前方向ポイン
タ48と後方向ポインタ47によりポイントされる。 アクセス特性情報46は、アクセス特性チェック部７が
各入出力要求のアクセス特性をキャッシュ管理単位、す
なわち、本実施例においてはトラック単位に収集した情
報を格納する。本実施例には、ディスク装置２のすべて
のトラックに対応してアクセス特性情報46を設ける。こ
れらの情報の１部をキャッシュ管理ブロック40bの中に
設け必要な記憶容量を削減してもよい。 第20図に、アクセス特性情報46の構成を示す。本実施
例では、受け付けた入出力要求がシーケンシャル・アク
セスがどうかを認識する。シーケンシャル・アクセスで
あると認識した場合、この後アクセス対象となり得る複
数のトラックをロードする。以降、これを単に、複数ト
ラック・ローディングと呼ぶ。 シーケンシャル・アクセスでないと認識した場合、当
該トラックのデータがキャッシュメモリ36にまったくな
い状態から、一部、あるいは、全体がキャッシュメモリ
36内にローディングされて、当該トラックのデータ全体
がキャッシュメモリ36から追い出されるまでの間に、中
央処理装置１が実際にアクセスした部分を把握して、こ
れに基づき、ローディング方法を選択する。 まず、シーケンシャル・アクセスの認識のために必要
な情報について説明する。シーケンシャル・チェック中
フラグ100は、このトラック内のデータがシーケンシャ
ルにアクセスされているかをチェック中であることを示
すフラグである。具体的には、このアクセス特性情報に
対応するトラックの先頭のレコードがアクセスされた
時、このフラグはオンにする。その後、先頭レコード以
降のアクセスがシーケンシャルに行なわれなかった場
合、および、このトラックの最後のレコードまでシーケ
ンシャルにアクセスが完了した場合（このトラックがシ
ーケンシャル・アクセスされたということを認識した
時）、このフラグをオフにする。シーケンシャル識別ア
ドレス101は、次のアクセスがシーケンシャルに行なわ
れる場合アクセスされるレコードか格納されているトラ
ックの先頭からの位置を示す。シーケンシャル認識フラ
グ102は、このトラックの先頭のレコードまでシーケン
シャルにアクセスされた時オンにする。オフにするタイ
ミングは、次にこのトラックに対して、入出力要求を受
け付けた時である。 シーケンシャル以外のアクセスに対しては、入出力要
求を受け付けた時、アクセス対象トラックのレコードが
キャッシュ21内に存在しなかった時点（以降これをトラ
ック・ミスと呼ぶ。）から、このトラックのデータがキ
ャッシュメモリ36から追い出されるまでの期間に、中央
処理装置１がアクセス対象とした部分をローディング対
象としたいという考え方に基づき、ローディング方法を
決定するものとする。 次に、当該トラックの中で中央処理装置が実際にアク
セスした部分を認識するための情報を示す。１つの考え
方は、ある固定長（第21図ではＰバイト）の単位を１ビ
ットとして、第21図に示すようにトラックを複数ビット
のトラック・ビット・パターン108で表わし、あるレコ
ードがアクセスされた時、このレコードがトラック上で
格納されている領域に対応したビットをオンにしてお
き、（第21図中では、レコード1,レコードｍはアクセス
さていること、レコード２はアクセスされていないこと
を表わす。）キャッシュメモリ36には、ビットがオンし
ている領域のみローディングするというものである。し
かし、トラック・ミス時、トラックすべてをローディン
グしない場合、その後に、このトラックが入出力対象と
なった時、このトラックの一部のデータはキャッシュメ
モリ36上に存在するが、アクセス対象とするレコードは
キャッシュメモリ36内に存在しない場合がある。この場
合は、アクセス対象となったレコードをキャッシュメモ
リ36内に新たにローディングするという方法をとるもの
とする。ただし、ディスク装置２は、回転体であるた
め、オンになっているビットの集合にすきまができてい
るような場合は、ローディング時間そのものは、短くな
らない。従って、以下、本実施例では、中央処理装置が
アクセスした部分を第22図に示した考え方で認識するケ
ースについて詳細に述べる。 第22図では、トラックを、上位アクセス部110,前方部
109,後方部111とわけてる。上位アクセス部110は、当該
トラックに対する入出力要求を受け付け、トラック，ミ
スが発生した時、中央処理装置１がアクセス対象とした
レコード群である。前方部109は、この上位アクセス部1
10の前の位置にあるレコード群であり、後方部111は後
の位置にあるレコード群である。 本実施例では、シーケンシャル・アクセス以外のアク
セスに対して、トラック・ミス時のローディング・パタ
ーンとして以下のパターンを持つものとする。（これら
以外のローディング・パターンを持っても、本発明は有
効である。） （ａ）トラック・ローディング……トラック全体をロー
ディングする。 （ｂ）上位アクセス＋後方部ローディング……上位アク
セス部＋後方部をローディングする。 （ｃ）上位アクセス部・ローディング……上位アクセス
部のみローディングする。 以上の様なローディング・パターンを用意した場合に
も、（ｂ）上位アクセス部＋後方部ローディングを実行
し、レコードがキャッシュメモリ36内に存在する時、当
該トラックの前方部109のレコードにアクセスがあると
ミスが発生する。これを、フロント・ミスと呼ぶ。
（ｃ）上位アクセス部・ローディングを実行した場合に
は、後方部111のレコードにアクセスがあった時にもミ
スが生ずる。これをリア・ミスと呼ぶ。フロント・ミス
やリア・ミスが発生した時の処理を次に示す。 （１）フロント・ミス：当該トラックの中でキャッシュ
メモリ36にローディングしていないレコードをすべて、
キャッシュメモリ36内にローディングする。 （２）リア・ミス：後方部111内のみキャッシュにロー
ドする。 以上の様なローディングを行う場合、トラック・ミス
（フロントミス，リアミス）が発生してから、このトラ
ック全体がキャッシュメモリ36から追い出されるまで、
上位アクセス部110,前方部109,後方部111のうち実際に
中央処理装置１がアクセスした部分を把握し、記憶す
る。このアクセスした部分に関する統計情報を収集し、
トラック・ミス時、適切と判断したローディング方法を
選択する。本実施例では、過去ｑ回のうち最も多かった
ローディング・パターンを選択する。 例えば、後方部111をアクセスしたケースが最も多か
った場合、（ｂ）上位アクセス部＋後方部ローディング
を選択する。 以上の様な方法を実現するために取得すべき情報とし
て、アクセス特性情報46の中に持つべき情報を以下説明
する。 開始・終了アドレス103は、トラック・ミス時、中央
処理装置１がアクセスした上位アクセス部110のトラッ
ク上の開始・終了アドレスを示す。 前方部・アクセス・フラグ104、後方部・アクセス・
フラグ105は、トラック・ミス以後、中央処理装置１
が、前方部109、後方部111をアクセスしたかを示す情報
である。アクセス部チェック中フラグ106は、前方部10
9、後方部111がアクセスされるかをチェック中であるこ
とを示すフラグである。 統計情報107は、トラック・ミスが発生してからこの
トラック全体がキャッシュメモリ36から追い出される間
に、前方部あるいは後方部がアクセスされたかという情
報、すなわち、前方部アクセス・フラグ104、後方部ア
クセス・フラグ105の情報を過去ｒ回蓄積したものであ
る。 ただし、記憶容量の節約のために、統計情報107はト
ラックよりも、さらに大きい単位、例えば、シリンダご
とにとってもよい。 以下、アクセス特性チェック部７、ローディング選択
部８の処理フロー図について述べる。ローディング実行
部９は、ローディング選択部８の指示に従ってローディ
ングを行うだけである。 まず、アクセス特性チェック部７の処理フローについ
て述べる。アクセス特性チェック部７には、シーケンシ
ャル・アクセスの認識とそれ以外のアクセス特性の認識
がある。最初にシーケンシャル・アクセスの認識に関す
る部分について述べる。 第23図は、当該トラックの先頭のレコードがアクセス
された時の処理である。ステップ120において、シーケ
ンシャル・チェック中フラグ100をオンにして、処理を
終了する。 第24図は、入出力要求に対する処理を受け付けた時、
当該トラックのシーケンシャル・チェック中フラグ50が
オンの場合に実行される処理である。まず、ステップ12
1では、受け付けた入出力要求がアクセス対象としたレ
コードのトラックの先頭からの位置が、シーケンシャル
判別アドレス101と一致するかどうかをチェックする。
一致すれば、レコードがシーケンシャルにアクセスされ
ていることになるため、特に何の処理も行なわない。一
致しなければ、ステップ122において、シーケンシャル
・チェック中フラグ100をオフにする。 第25図は、入出力要求に対する処理が終了した時に、
当該トラックのシーケンシャル・チュック中フラグ100
がオンの場合実行される処理である。ステップ123で
は、当該トラックの最終レコードまで、入出力処理が完
了したかどうかをチェックする。完了していない場合
に、ステップ124において、この入出力要求で処理が完
了したレコードの次のレコードのトラックの先頭からの
相対アドレスを、シーケンシャル判別アドレス101に記
憶する。 完了した場合には、このトラックのレコードがシーケ
ンシャルにアクセスされたことになるため、ステップ12
5において、シーケンシャル認識フラグ102をオンにし、
シーケンシャル・チェック中フラグ101をオフにする。 第26図は、入出力要求を受け付けた時、当該トラック
のシーケンシャル認識フラグ102がオンの場合の処理で
ある。この場合、ステップ126において、シーケンシャ
ル認識フラグ102をオフにする。 次に、シーケンシャル・アクセスでないと認識したア
クセスに対する処理を示す。 第27図は、トラック・ミス時、複数トラック・ローデ
ィング以外のローディングを行った後、実行される処理
である。（複数トラック・ローディングを行うのは、シ
ーケンシャル・アクセスと認識している場合である。） ステップ127では、中央処理装置１が当該トラックの
中で実際に入出力要求のアクセス対象となったレコード
群すなわち、第22図における上位アクセス部110のトラ
ックの先頭からの開始位置，終了位置を開始・終了アド
レス103にセットする。さらに、ステップ128でアクセス
部チェック中フラグ106をオンにする。 第28図は、アクセス部チェック中フラグ106がオンの
時に当該トラックに対して入出力要求を受け取った時の
処理である。ステップ129では、受け付けた入出力要求
がアクセス対象とするレコードが第22図に示した、前方
部109、上位アクセス部110、後方部111のどの位置に相
当するかを分析する。 上位アクセス部110がアクセス対象となっている場
合、特に何もせず処理を終了する。 前方部109がアクセス対象となっている場合で、ステ
ップ130で前方部アクセス・フラグ104がオフの場合、こ
れをオンとする（オンになっている場合の処理はな
い）。ステップ131において、当該トラック全体がキャ
ッシュメモリ36にローディングされていない場合、ロー
ディングされていない部分をローディングするよう、ロ
ーディング実行部９に対して指示を行う。 後方部111がアクセス対象となっている場合、ステッ
プ132で、後方部アクセス・フラグ105がオフの場合、こ
れをオンとする（オンになっている場合の処理はな
い）。ステップ133において、後方部111が、キャッシュ
メモリ36にローディングされていない後方部111をロー
ディングするよう、ローディング実行部９に対して指示
を行う。 第29図は、キャッシュメモリ36から当該トラックを追
い出す時、前方・後方部チェック中フラグ106がオンの
時、実行される処理である。 まず、ステップ134で、アクセス部チェック中フラグ1
06をオフする。次に、ステップ135において、過去ｒ回
分の前方部アクセス・フラグ104、後方部アクセス・フ
ラグ105の統計情報のうち、最も古い情報を除き、現在
の前方部アクセス・フラグ104、後方図アクセス・フラ
グ105の内容を記憶する。この後、ステップ136におい
て、前方部アクセス・フラグ104、後方部アクセス・フ
ラグ105をオフにする。 次に、ローディング選択部９の処理フローを第30図に
示す。第30図は、トラック・ミスが発生した時に、実行
される。 まず、ステップ137でこの入出力要求がトラックの先
頭のレコードに対するアクセスかどうかをチェックす
る。そうでなければ、ステップ140へジャンプする。先
頭のレコードに対するアクセスの場合、ステップ138に
おいて、アクセス対象トラックより前の２つのトラック
のアクセス特性情報46のシーケンシャル認識フラグ102
がオンかどうかをチェックする。本実施例の場合、チェ
ックするのは、２トラックであるが、２トラックでなく
とも本発明は有効である。オンでない場合には、ステッ
プ140へジャンプする。 オンの場合、このアクセスがシーケンシャル・アクセ
スであると判断し、ステップ139において、ローディン
グ実行部９に対して、複数トラックのローディングを指
示して処理を終了する。 ステップ140から開始される処理は、シーケンシャル
・アクセスでないと判断した場合のローディング方法を
選択する処理である。ステップ140においては、統計情
報107に基づき、過去ｑ回のアクセス・パターンを前方
部109も後方部111もアクセスされなかったパターン、後
方部111だけアクセスされたパターン、以上の２つのパ
ターン以外のパターンに３分類する。この結果、前方部
109も後方部111もアクセスされなかったパターンが最も
多かった場合、ステップ141において、上位アクセス部
ローディングをローディング実行部に対して指示する。 後方部111だけアクセスされたパターンが最も多かっ
た場合、ステップ142において上位アクセス部＋後方部
のローディングをローディング実行部９に対して指示す
る。 これ以外のパターンが最も多かった場合、ステップ14
3において、トラックローディングをローディング実行
部９に対して指示する。 ここでは、ローディングを選択する場合、当該トラッ
クの統計情報107のみ参照したが、当該トラック以外の
統計情報107を参照してもよい。 以上述べてきた実施例では、シーケンシャル・アクセ
スを認識するため、トラック内のレコードが連続的にア
クセスされているかチェックするために、シーケンシャ
ル識別アドレス101を１つしか持っていない。このた
め、シーケンシャル・リードを行ったレコードをシーケ
ンシャルに更新していくという比較的頻度が高い処理が
発生した場合、シーケンシャル・アクセスであるという
認識ができなくなる。従って、リード処理とライト処理
のシーケンシャル・アクセスの認識を行うことにより、
この問題を解決する。この場合、アクセス特性情報46の
構成は、第20図にかわり第31図に示すようになる。第20
図との違いは、第20図中のシーケンシャル・チェック中
フラグ100、シーケンシャル識別アドレス101、シーケン
シャル認識フラグ102にリード用とライト用がある点で
ある。どちらの情報を扱うかは、受け付けた入出力要求
がリード要求であるかライト要求であるかにより決ま
り、操作のタイミング、方法等は、以上述べてきた実施
例と同様である。 また、シーケンシャル・アクセスの認識を行う際、受
け付けに入出力要求のアクセス効果となるレコードのト
ラックの先頭からの位置が、シーケンシャル識別アドレ
ス101とまったく同じであるという条件を用いていた
が、一定の幅はあってもシーケンシャル・アクセスであ
ると認識してもよい。 シーケンシャル・アクセス以外のアクセスに対するト
ラック・ミス発生時のローディング・パターンは、述べ
てきた実施例では、上位アクセス部ローディング（上位
アクセス部＋後方部）、ローディング，トラック・ロー
ディングの３つのパターンであったがこの３つのパター
ンにローディングなしのパターンを付加することが考え
られる。これは、トラック・ミス時のローディング以
降、当該トラック全体がキャッシュメモリ36から追い出
されるまでの間に当該トラックに対してアクセスがない
場合に有効である。 この場合、中央処理装置１がトラック・ミス時のロー
ディング以降、アクセス効果とする部分の監視を前方部
109、後方部111だけでなく、上位アクセス部110へのア
クセスも行う必要がある。 さらに、ローディングなしのパターンを実行した場
合、以下に述べる認識を行う必要がある。すなわち、ト
ラック・ミスが発生した時に、このトラック・ミスの発
生は前回のトラック・ミスの発生時に、ローディングを
行わなかったために発生したのか、ローディングを行っ
ていたとしても当該トラックに対するアクセス時間間隔
が長くてトラック・ミスが発生しているのかを区別する
必要がある。前者の場合、ローディングの必要がなかっ
たことになる。しかし、後者の場合、この時のアクセス
が、上位アクセス部110に対するものであるならば、前
回のトラック・ミス時に、上位アクセス部ローディング
を行う必要があったことになる。同様に、この時のアク
セスが後方部111に対するものである場合には（上位ア
クセス部＋後方部）のローディングを実行する必要があ
る。前方部109に対するものであるならば、トラック・
ローディングを実行する必要があったことになる。従っ
て、これらの区別を行い、前回のトラック・ミス時に選
択すべきだったローディング方法を統計情報107に記憶
し、以降のローディング方法の選択に反映させる必要が
ある。このとき、統計情報107に記憶する内容が、前回
のトラック・ミス時にローディングが必要がなかった場
合には上位アクセス部110、前方部109、後方部111もア
クセスされなかったということを統計情報107に記憶す
ることになる。前回のトラック・ミス時に何らかのロー
ディングを行う必要があった場合には、この時のアクセ
スが、（ａ）上位アクセス部110に対するものであれ
ば、上位アクセス部110にアクセスがあったこと、
（ｂ）後方部111に対するものなら後方部111にアクセス
があったこと、及び（ｃ）前方部109に対するものなら
前方部109にアクセスがあったことを統計情報107に記憶
することになる。 前回のトラック・ミスの発生時に何らかのローディン
グが必要であったかを判別するために、アクセス特性情
報46aの中に、トラック・ミスが発生した時の時刻を記
憶する。次に、トラック・ミスが発生した時、LRUポイ
ンタ43でポイントされているキャッシュ管理ブロック40
b内のアクセス時間44とこの時刻を比較する。キャッシ
ュメモリ36からの追い出し方法が、LRU方式の場合、こ
の時刻がアクセス時間よりも遅い場合には、仮に、前回
のトラック・ミス時にローディングを行っていたとして
もすでにキャッシュメモリ36から追い出されていること
になる。そうでなければ、まだ、キャッシュメモリ36内
に依存していることになり、ローディングが必要であっ
たことになる。 第32図は、ローディングなしのパターンを設けた場合
のアクセス特性情報46bの構成である。同様に第33図
は、第31図のアクセス特性情報46aにローディングなし
のパターンを考慮した場合の構成46cである。 以下、新たに設けた情報の説明を行う。上位アクセス
・フラグ170は、上位アクセス部110に対するアクセスを
チェックするフラグである。トラック・ミス発生時刻17
1はトラック・ミス発生時刻を記憶するために設ける。
上位アクセスフラグ170、トラック・ミス発生時刻171の
使用目的は以上述べたとおりである。 統計情報A172と統計情報107の相違は、統計情報107
が、前方アクセスフラグ104と後方アクセスフラグ105の
過去の情報であるのに対し、統計情報A172はこれに、上
位アクセスフラグの過去の情報を付加したものである。
統計情報A172の内容とトラック・ミス時に選択すべきロ
ーディング方法の関係を以下に示す。 （ａ）上位アクセス部110、前方部109、後方部111とも
アクセスがないパターンが最も多かった場合……ローデ
ィングなし。 （ｂ）上位アクセス部110のみアクセスするパターンが
最も多かった場合……上位アクセス部ローディング。 （ｃ）後方部111、あるいは、上位アクセス部110＋後方
部111しかアクセスしないパターンが最も多かった場合
……上位アクセス２部＋後方部のローディング。 （ｄ）上記３つの場合以外……トラックローディング。 ローディングなしのパターンを設けた時の基本的な考
え方、新たに設けた情報の使用目的、トラック・ミス時
に選択すべきローディングの決定方法を以上述べた。処
理フローは、ローディングなしのパターンと設けない場
合とそれほどの差違はないため省略する。 以上の実施例では、シーケンシャル，アクセス以外の
アクセスに対するアクセス特性の把握として、上位計算
機システムが実際にアクセス対象とした領域を把握した
場合について述べた。他の内容としては、トラックのヒ
ット率（アクセス対象のレコードがキャッシュメモリ36
上に存在する割合）がある。この際、ヒット率が一定値
以下になった時、このトラックをキャッシュメモリ36へ
のローディング対象としないという制御が考えられる
が、ローディングしないと決定した後、アクセス特性が
変ってローディング対象とした方がよくなるような場合
がある。しかし、キャッシュメモリ36へのローディング
対象となっている場合には、ヒット率は計測できるが、
ローディング対象としない場合には、ヒット率を計測す
ることは困難である。このため、何らかの情報により、
ヒット率の近似値を把握する。第34図に、この場合のア
クセス特性情報部46cのデータ構造、第35図に処理フロ
ーを示す。第34図は、第20図に対応した構造である（第
31図に対応した図は省略する）。以下、シーケンシャル
・アクセス以外のレコードについて述べる。トラック・
ミス発生時刻171は、第32図のようにトラック・ミス発
生時刻171と同様で、トラック・ミスが発生したが、キ
ャッシュメモリ36上にこのトラックをローディングしな
いと決めた時刻を記録しておく。ミス関数192、ヒット
関数191の使用法は、第35図の処理フローの説明の中で
述べる。ただし、第35図の処理フローにおいて、トラッ
クは、キャッシュメモリ36に対し、ローディングを行わ
ないと決めているため、すべての入出力要求はトラック
・ミスとなる。ステップ144では、このトラックがアク
セス対象となった時、このトラック・ミス発生時刻171
とLRUポインタ43で示されたキャッシュ管理ブロック40b
のアクセス時間44を比較する。トラック・ミス発生時刻
171の方が古い時刻であれば、前回のトラック・ミス時
にローディングを行ったとしても、ミスになったとし
て、ステップ145において、第34図のミス関数191を１増
やす。そうでなければ、ステップ146において、ヒット
関数192を増やし、トラック・ミス発生時刻181を更新し
ておく。ヒット関数192とミス関数191の合計値がある値
以上になり、この２つの値からヒット率｛ヒット関数19
21（ヒット関数191＋ミス関数191）｝が一定値以上にな
ると再びキャッシュ21へのローディング対象とすること
が可能となる。
以上述べた如く、本発明によれば、上位システムから
の入出力要求のアクセス対象トラック内のレコードの、
キャッシュ内における存在状態に基づいて、キャッシュ
内にロードするレコード群を決定するようにしたので、
トラックを構成しているレコードが可変長の場合でも、
トラック単位の管理方式をベースとしてローディングオ
ーバーヘッドを少なくすることが可能な、データローデ
ィング方法を実現できるという顕著な効果を奏すること
ができる。 また、本発明によれば、ディスク・キャッシュへのロ
ーディング・オーバヘッドの軽減とヒット率の向上がバ
ランスよく実現できる。
の入出力要求のアクセス対象トラック内のレコードの、
キャッシュ内における存在状態に基づいて、キャッシュ
内にロードするレコード群を決定するようにしたので、
トラックを構成しているレコードが可変長の場合でも、
トラック単位の管理方式をベースとしてローディングオ
ーバーヘッドを少なくすることが可能な、データローデ
ィング方法を実現できるという顕著な効果を奏すること
ができる。 また、本発明によれば、ディスク・キャッシュへのロ
ーディング・オーバヘッドの軽減とヒット率の向上がバ
ランスよく実現できる。
第１図は本発明の一実施例であるキャッシュ制御方法の
一例の動作を説明する概念図、第２図はこのキャッシュ
制御方法が適用される情報処理システムの一例の構成を
示すブロック図、第３図は本発明の一実施例であるキャ
ッシュ制御方法におけるキャッシュ動作モードを説明す
る概念図、第４図は外部記憶装置の構成の一例を示す概
念図、第５図は本発明の一実施例であるキャッシュ制御
方法の動作を示すフローチャート、第６図はキャッシュ
メモリの構成例を示す図、第７図はキャッシュ管理テー
ブルの構成を示す図、第８図はキャッシュ管理ブロック
の構成を示す図、第９図は本発明の一実施例におけるプ
ロセッサの処理フローチャート、第10図〜第12図は本発
明の他の実施例におけるプロセッサの処理フローチャー
ト、第13図〜第15図および第17図は本発明の実施例にお
けるデータの格納形式を示す図、第16図はキャッシュ管
理ブロックの他の実施例を示す図、第18図は、本発明の
主な機能を実行するプログラムの構成例を示す図、第19
図は、キャッシュ管理テーブルの構成を示す図、第20図
は、アクセス特性情報の構成を示す図、第21図は、トラ
ックの中でCPUがアクセスした部分を認識する方法の一
例を示す図、第22図は、トラックの中でCPUがアクセス
した部分を認識する方法の他の例を示す図、第23図は、
トラックの先頭のレコードがアクセスされた時の処理フ
ロー図、第24図は、受け付けた入出力要求がアクセス対
象とするトラックのシーケンシャル・チェック中フラグ
がオンの場合実行される処理フロー図、第25図は、入出
力要求に対する処理が完了した時、当該トラックのシー
ケンシャル・チェック中フラグがオンの場合実行される
処理フロー図、第26図は、入出力要求を受け付けた時、
当該トラックのシーケンシャル認識フラグがオンの時に
実行される処理フロー図、第27図は、トラック・ミス
時、複数トラック・ローディング以外のローディングを
実行した後実行する処理フロー図、第28図は、アクセス
部チェック中フラグがオン時に、当該トラックに対して
入出力要求を受け取った時に実行される処理フロー図、
第29図は、キャッシュメモリから当該トラックを追い出
す時、アクセス部チェック中フラグがオンの時、実行さ
れる処理フロー図、第30図は、ローディング選択部の処
理フロー図、第31図は、シーケンシャル・アクセスの認
識をリード用とライト用に独立に行った場合のアクセス
特性情報の構成図、第32図は、ローディングなしのパタ
ーンを用意した時のアクセス特性情報の構成図、第33図
は、シーケンシャル・アクセスの認識をリード用とライ
ト用に独立に行い、かつ、ローディングなしのパターン
を用意した時のアクセス特性情報の構成図、第34図は、
ヒット率の近似値を把握する場合のアクセス特性情報の
構成図、第35図は、ヒット率の近似値を把握する時の処
理フロー図である。
一例の動作を説明する概念図、第２図はこのキャッシュ
制御方法が適用される情報処理システムの一例の構成を
示すブロック図、第３図は本発明の一実施例であるキャ
ッシュ制御方法におけるキャッシュ動作モードを説明す
る概念図、第４図は外部記憶装置の構成の一例を示す概
念図、第５図は本発明の一実施例であるキャッシュ制御
方法の動作を示すフローチャート、第６図はキャッシュ
メモリの構成例を示す図、第７図はキャッシュ管理テー
ブルの構成を示す図、第８図はキャッシュ管理ブロック
の構成を示す図、第９図は本発明の一実施例におけるプ
ロセッサの処理フローチャート、第10図〜第12図は本発
明の他の実施例におけるプロセッサの処理フローチャー
ト、第13図〜第15図および第17図は本発明の実施例にお
けるデータの格納形式を示す図、第16図はキャッシュ管
理ブロックの他の実施例を示す図、第18図は、本発明の
主な機能を実行するプログラムの構成例を示す図、第19
図は、キャッシュ管理テーブルの構成を示す図、第20図
は、アクセス特性情報の構成を示す図、第21図は、トラ
ックの中でCPUがアクセスした部分を認識する方法の一
例を示す図、第22図は、トラックの中でCPUがアクセス
した部分を認識する方法の他の例を示す図、第23図は、
トラックの先頭のレコードがアクセスされた時の処理フ
ロー図、第24図は、受け付けた入出力要求がアクセス対
象とするトラックのシーケンシャル・チェック中フラグ
がオンの場合実行される処理フロー図、第25図は、入出
力要求に対する処理が完了した時、当該トラックのシー
ケンシャル・チェック中フラグがオンの場合実行される
処理フロー図、第26図は、入出力要求を受け付けた時、
当該トラックのシーケンシャル認識フラグがオンの時に
実行される処理フロー図、第27図は、トラック・ミス
時、複数トラック・ローディング以外のローディングを
実行した後実行する処理フロー図、第28図は、アクセス
部チェック中フラグがオン時に、当該トラックに対して
入出力要求を受け取った時に実行される処理フロー図、
第29図は、キャッシュメモリから当該トラックを追い出
す時、アクセス部チェック中フラグがオンの時、実行さ
れる処理フロー図、第30図は、ローディング選択部の処
理フロー図、第31図は、シーケンシャル・アクセスの認
識をリード用とライト用に独立に行った場合のアクセス
特性情報の構成図、第32図は、ローディングなしのパタ
ーンを用意した時のアクセス特性情報の構成図、第33図
は、シーケンシャル・アクセスの認識をリード用とライ
ト用に独立に行い、かつ、ローディングなしのパターン
を用意した時のアクセス特性情報の構成図、第34図は、
ヒット率の近似値を把握する場合のアクセス特性情報の
構成図、第35図は、ヒット率の近似値を把握する時の処
理フロー図である。
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(72)発明者 坪井 俊明
東京都小平市上水本町５丁目22番１号
日立マイクロコンピュータエンジニアリ
ング株式会社内
(72)発明者 本間 繁雄
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 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 神林 公咲
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 北嶋 弘行
神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地
株式会社日立製作所システム開発研究所
内
(72)発明者 倉野 昭
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 野沢 正史
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57−209555（ＪＰ，Ａ)
特開 昭58−155464（ＪＰ，Ａ)
特開 昭57−211657（ＪＰ，Ａ)
特開 昭61−273644（ＪＰ，Ａ)
特開 昭63−4356（ＪＰ，Ａ)
(58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名)
G06F 12/08
G06F 3/06
Claims (8)
- 【請求項１】処理装置と記憶装置とに接続され、キャッ
シュメモリを有する制御装置におけるデータローディン
グ方法であって、 前記記憶装置が有する記憶領域に第１のデータ転送モー
ドを割り当て、 前記記憶領域に対する前記処理装置のアクセス回数を計
数し、 前記記憶領域に含まれ、前記キャッシュメモリが割り当
てられたトラックのうち、前記キャッシュメモリに前記
トラックに含まれるレコードが格納された後、一度も前
記処理装置からアクセスされない前記トラックの個数を
計数し、 前記アクセス回数と前記トラックの個数との比を計算
し、 前記比が所定の値を超えた場合に、前記記憶領域に割り
当てられている前記第１のデータ転送モードを解除する
ことを特徴とするデータローディング方法。 - 【請求項２】前記第１のデータ転送モードとは、前記記
憶領域に格納される第１のレコードを前記処理装置が読
み出す場合に、該第１のレコード以外に、前記第１のレ
コードを含むトラックに格納されているレコードのう
ち、該第１のレコード以降のレコード全てを前記記憶装
置から前記キャッシュメモリに転送するモードであるこ
とを特徴とする特許請求の範囲第１項に記載されたデー
タローディング方法。 - 【請求項３】前記第１のデータ転送モードを解除するス
テップにおいて、前記記憶領域に第２のデータ転送モー
ドを割り当てることを特徴とする特許請求の範囲第２項
に記載されたデータローディング方法。 - 【請求項４】前記第２のデータ転送モードとは、前記記
憶領域に格納される第２のレコードを前記処理装置が読
み出す場合に、前記第２のレコードのみを前記記憶装置
から前記キャッシュメモリに転送するモードであること
を特徴とする特許請求の範囲第３項記載のデータローデ
ィング方法。 - 【請求項５】前記第２のデータ転送モードが割り当てら
れた前記記憶領域について、 前記記憶領域に対する前記処理装置の第２のアクセス回
数を計数し、 前記キャッシュメモリに格納されたレコード以外の前記
記憶領域に格納されているレコードが前記キャッシュメ
モリに格納される第２の回数を計数し、 前記第２のアクセス回数と前記第２の格納回数との第２
の比を計算し、 前記第２の比が所定の値を超えた場合に、前記記憶領域
に割り当てられている前記第２のデータ転送モードを解
除することを特徴とする、特許請求の範囲第４項記載の
データローディング方法。 - 【請求項６】処理装置と記憶装置とに接続され、キャッ
シュメモリを有する制御装置におけるデータローディン
グ方法であって、 前記記憶装置が有する記憶領域に第１のデータ転送モー
ドを割り当て、 前記記憶領域に対する前記処理装置のアクセス回数を計
数し、 前記記憶領域に含まれ、前記キャッシュメモリが割り当
てられたトラックのうち、前記キャッシュメモリに前記
トラックに含まれるレコードが格納された後、一度も前
記処理装置からアクセスされない前記トラックの個数を
計数し、 前記アクセス回数と前記トラックの個数との比を計算
し、 前記比が所定の値を超えた場合に、前記記憶領域に割り
当てられている前記第１のデータ転送モードを第２のデ
ータ転送モードに切り替えることを特徴とするデータロ
ーディング方法。 - 【請求項７】前記第１のデータ転送モードとは、前記記
憶領域に格納される第１のレコードを前記処理装置が読
み出す場合に、該第１のレコード以外に、前記第１のレ
コードを含むトラックに格納されているレコードのう
ち、該第１のレコード以降のレコード全てを前記記憶装
置から前記キャッシュメモリに転送するモードであり、
前記第２のデータ転送モードとは、前記記憶領域に格納
される第２のレコードを前記処理装置が読み出す場合
に、前記第２のレコードのみを前記記憶装置から前記キ
ャッシュメモリに転送するモードであることを特徴とす
る特許請求の範囲第６項記載のデータローディング方
法。 - 【請求項８】前記第２のデータ転送モードが割り当てら
れてた前記記憶領域について、 前記記憶領域に対する前記処理装置の第２のアクセス回
数を計数し、 前記キャッシュメモリに格納されたレコード以外の前記
記憶領域に格納されているレコードが前記キャッシュメ
モリに格納される第２の回数を計数し、 前記第２のアクセス回数と前記第２の格納回数との第２
の比を計算し、 前記第２の比が所定の値を超えた場合に、前記記憶領域
に割り当てられている前記第２のデータ転送モードを前
記第１のデータ転送モードに変更することを特徴とす
る、特許請求の範囲第７項記載のデータローディング方
法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP25194589A JP3370661B2 (ja) | 1988-09-30 | 1989-09-29 | データローディング方法および装置 |
Applications Claiming Priority (5)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP24412888 | 1988-09-30 | ||
| JP63-244128 | 1988-09-30 | ||
| JP63-284992 | 1988-11-11 | ||
| JP28499288 | 1988-11-11 | ||
| JP25194589A JP3370661B2 (ja) | 1988-09-30 | 1989-09-29 | データローディング方法および装置 |
Related Child Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001325763A Division JP3468762B2 (ja) | 1988-09-30 | 2001-10-24 | データローディング方法および装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH02224040A JPH02224040A (ja) | 1990-09-06 |
| JP3370661B2 true JP3370661B2 (ja) | 2003-01-27 |
Family
ID=27333205
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP25194589A Expired - Lifetime JP3370661B2 (ja) | 1988-09-30 | 1989-09-29 | データローディング方法および装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3370661B2 (ja) |
Families Citing this family (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5530829A (en) * | 1992-12-17 | 1996-06-25 | International Business Machines Corporation | Track and record mode caching scheme for a storage system employing a scatter index table with pointer and a track directory |
| JP2009258911A (ja) * | 2008-04-15 | 2009-11-05 | Toshiba Corp | ディスクアレイ装置、方法及びプログラム |
| EP3876104B1 (en) * | 2020-03-03 | 2023-08-02 | Technische Universität München | Method for evicting data from memory |
-
1989
- 1989-09-29 JP JP25194589A patent/JP3370661B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH02224040A (ja) | 1990-09-06 |
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