JP4104283B2 - 記憶サブシステム及び情報処理システム - Google Patents
記憶サブシステム及び情報処理システム Download PDFInfo
- Publication number
- JP4104283B2 JP4104283B2 JP2000385593A JP2000385593A JP4104283B2 JP 4104283 B2 JP4104283 B2 JP 4104283B2 JP 2000385593 A JP2000385593 A JP 2000385593A JP 2000385593 A JP2000385593 A JP 2000385593A JP 4104283 B2 JP4104283 B2 JP 4104283B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- access
- logical
- unit area
- input
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Fee Related
Links
Images
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】
本発明は、外部記憶装置とその制御装置とを備えた記憶サブシステム、並びに前記記憶サブシステムに上位処理装置を含めた情報処理システムにおける制御技術及び制御装置に関し、特に、外部記憶装置からの制御装置内キャッシュメモリへのデータ先読み制御技術に適用して有効なものである。
【０００２】
【従来の技術】
外部記憶装置からの制御装置内キャッシュメモリへの先読み制御技術においては、上位処理装置からの過去のアクセスパターンの履歴情報に基づき、未来のアクセスパターンを予測し、先読みを制御するものが一般的である。この予測においては、過去のアクセスパターンの履歴情報の蓄積が重要となる。このような制御に関する発明として、特開平６−３４２４０１号公報、特開平１１−５３２９０号公報が挙げられる。
【０００３】
特開平６−３４２４０１号公報の発明は、上位処理装置から最近受け付けた複数のアクセス要求を調べて、現アクセス要求のアドレス以降のデータが引き続いてアクセスされるかをどうかを予測し、アクセスされる可能性があると判断すると先読み制御を起動する順アクセス検出手段を有する制御装置も関するものである。
【０００４】
同様に、特開平１１−５３２９０号公報の発明は、上位処理装置から入出力要求が発生する度に、入出力要求の最終アドレスを記憶し、また現在の入出力要求のアドレスが、記憶している過去の入出力要求の最終アドレス＋αであれば、順アクセスと判断し、先読み制御を起動する磁気ディスク処理装置に関するものである。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】
最近の情報処理システムにおける、上位処理装置、制御装置それぞれの接続台数と外部記憶装置の記憶容量の関係は、最近をＮ：１：ｎ、従来をＭ：１：ｍとすると、Ｎ＞Ｍ、ｎ≫ｍの関係が成り立つ。特に、ｎ≫ｍが示すように、外部記憶装置を構成する物理デバイスとして代表的な磁気ディスク装置の記録密度の向上により、１台の制御装置配下の記憶容量が格段に増加し、併せて、上位処理装置からの入出力要求対象のデータ量が増加している。従って、アクセスパターンの履歴情報も膨大なものになり、履歴情報の管理および検索処理の複雑化に伴う入出力要求時の制御装置の処理時間が増大し、レスポンスが低下することが課題となっている。
【０００６】
また、１台の制御装置配下の記憶容量の増加により、論理デバイスのサイズも大きくなっており、１論理デバイス当りに存在するファイル数も増大している。従って、１論理デバイス上の複数ファイルに対するアクセスが同時期に発生する頻度は高く、履歴情報を論理デバイス単位に管理している場合では、１論理デバイスの多重アクセス動作による履歴情報の乱れが発生する。このような履歴情報の乱れによって、的確なアクセスパターンの予測が困難となる課題も発生している。
【０００７】
また、大規模データベースにおいては、局所的に見れば、ランダムアクセスであっても、データベース全体について大局的に見れば、データベースを格納している論理デバイス内の連続した論理トラックを隈なくアクセスしている場合がある。すなわち、アクセスパターンを考慮せずに状態のみに着目すれば、連続性を持つ順アクセスといえる。本発明においては、そのような形態を、「大局的には順アクセス」と定義する。
【０００８】
このように、大局的には順アクセスであると判断できる場合に、外部記憶装置から先読みを実施し、上位処理装置からの入出力要求に対し、データの高速転送ならびに応答を可能とすることが必要となっている。しかしながら、大局的には順アクセスであると判断するための情報として、前述の従来の技術で示されるようなアクセスパターンの履歴情報を用いたのでは、先に述べた入出力要求時の制御装置の処理時間の増大、履歴情報の乱れという課題が発生する。
【０００９】
従って、従来技術とは異なる手段を用いて、単純な順アクセス、１論理デバイスの多重アクセス動作環境でのそれぞれのファイルに対する順アクセス、大規模データベースに見られるような大局的には順アクセス、というアクセス形態それぞれを判断できることが課題となっている。
【００１０】
【課題を解決するための手段】
前記課題を解決するために、本発明は主として次のような構成を採用する。
【００１１】
１台以上の上位処理装置が入出力対象とするデータを１台以上の物理デバイスを用いて記憶する外部記憶装置と、前記上位処理装置と前記外部記憶装置との間で授受されるデータを適宜大きさのデータブロックで分割管理し且つ前記データブロックを一時的に保持するキャッシュメモリを有して前記データブロックの入出力制御を行う制御装置と、を備えた記憶サブシステムにおいて、
前記制御装置は、
前記データが存在する単位領域内のデータブロック総数と前記データが存在する単位領域内での入出力要求の有ったデータブロック総数とから、前記データが存在する単位領域内における入出力要求の有った、前記キャッシュメモリの管理単位であるデータブロックの存在する比率である存在密度値を求め、
前記求めた存在密度値を用いて、アクセス形態が、データ二重化に見られる単純な順アクセス、１論理デバイスの多重アクセス動作環境でのそれぞれのファイルに対する順アクセス、及び大規模データベースに見られる局所的なランダムアクセスでのジョブ実行処理期間における大局的な順アクセス、を含む順アクセスであるか否かを判断し、
前記存在密度値が所定の閾値以上であれば順アクセスであると判断され、前記順アクセスとの判断結果によって、前記上位処理装置の入出力対象となっているデータが存在するデータブロック近傍のデータブロックを前記外部記憶装置から先読する記憶サブシステム。
【００１２】
１台以上の上位処理装置と、前記上位処理装置が入出力対象とするデータを１台以上の物理デバイスを用いて記憶する外部記憶装置と、前記上位処理装置と前記外部記憶装置との間で授受されるデータを適宜大きさのデータブロックで分割管理し且つ前記データブロックを一時的に保持するキャッシュメモリを有して前記データブロックの入出力制御を行う制御装置と、を備えた情報処理システムにおいて、
前記制御装置は、
前記データが存在する単位領域内のデータブロック総数と前記データが存在する単位領域内での入出力要求の有ったデータブロック総数とから、前記データが存在する単位領域内における入出力要求の有った、前記キャッシュメモリの管理単位であるデータブロックの存在する比率である存在密度値を求め、
前記求めた存在密度値を用いて、アクセス形態が、データ二重化に見られる単純な順アクセス、１論理デバイスの多重アクセス動作環境でのそれぞれのファイルに対する順アクセス、及び大規模データベースに見られる局所的なランダムアクセスでのジョブ実行処理期間における大局的な順アクセス、を含む順アクセスであるか否かを判断し、
前記存在密度値が所定の閾値以上であれば順アクセスであると判断され、前記順アクセスとの判断結果によって、前記上位処理装置の入出力対象となっているデータが存在するデータブロック近傍のデータブロックを前記外部記憶装置から先読する情報処理システム。
【００１３】
【発明の実施の形態】
本発明の実施形態に係る記憶サブシステム（外部記憶装置とその制御装置とからなるもの）及び情報処理システム（前記記憶サブシステムに上位処理装置を含めたもの）について、図面を参照しながら詳細に説明する。まず最初に、本発明の実施形態に関する概要を述べると、従来技術であるアクセスパターンの履歴情報を用いるアクセス形態の予測手段とは異なり、現時点の単純な順アクセス、１論理デバイスの多重アクセス動作環境でのそれぞれのファイルに対する順アクセス、大規模データベースに見られるような大局的には順アクセス、というアクセス形態それぞれを判断できてデータの先読みを行えることを発明課題として、現時点のアクセスが順アクセスであるかを判断するために、上位処理装置が入出力対象とするデータを格納する論理デバイス上の任意の連続した論理トラックで構成される単位領域においてアクセスされた論理トラック数をカウントし、単位領域においてアクセスされた論理トラック総数と、単位領域を構成する論理トラック総数から、単位領域でのアクセスされた論理トラックが存在する割合となる存在密度値を算出し、処理装置の入出力対象となるデータブロックが存在する単位領域を含む単位領域集合内での存在密度値の変化の割合の動向を解析する。
【００１４】
そして、その解析結果が増加又は一定値以上を示すのであれば順アクセス又は大局的な順アクセスと判断し、処理装置の入出力対象となっているデータが存在するデータブロック近傍のデータブロックを外部記憶装置から先読し、キャッシュメモリへ記憶するようにするものである。
【００１５】
ここで、アクセス形態について例示的に説明すると（図１と図２を参照して）、単純な順アクセスは、例えば、データの二重化処理で論理トラック＃０から順番に＃ｎまで読み出して他の外部記憶装置にデータ転送する場合の読み出し時のアクセス形態である。また、多重アクセス動作環境でのファイルに対する順アクセスは、１論理デバイスに複数のファイルがアロケーションされ且つ複数の処理装置が当該論理デバイスをシェアしている場合、ファイルＡには論理トラック＃０〜＃３を順に読み出し、ファイルＦには論理トラック＃９０〜＃９５を順に読み出すというアクセス形態である（当該論理デバイスにとっては、論理トラック＃０〜＃３から論理トラック＃９０〜＃９５へのアクセスは単純な順アクセスでない）。
【００１６】
また、大局的な順アクセスは、時系列的な読み出しが論理トラック＃０〜＃５、論理トラック＃１０〜＃１５、論理トラック＃２０〜＃２５、論理トラック＃６〜＃９、というように、単純な順アクセスではないが、或るジョブの実行処理期間全体に亘って観察すると、結果的には論理トラック＃０〜＃２５が読み出されているのであるから、大局的に順アクセスと見なせるアクセス形態である。換言すると、大規模データベースにおいて、局所的に見れば、ランダムアクセスであっても、データベース全体について大局的に見れば、データベースを格納している論理デバイス内の連続した論理トラックを隈なくアクセスしている場合がある。すなわち、アクセスパターンを考慮せずに状態のみに着目すれば、連続性を持つ順アクセスといえる。本発明においては、そのような形態を、「大局的には順アクセス」と定義する。
【００１７】
このような３つのアクセス形態についての先読みを例示すると、第１番目のアクセス形態である単純な順アクセスでは、論理トラック＃０〜＃５へのアクセス指令があれば、＃６以下のトラックも先読みすることができるものである。そして、第２番目と第３番目のアクセス形態では、上述の例で時系列的には論理トラックの順番通りの読み出しアクセスとなっていないので、先読みをするためには以下に説明するような本発明の実施形態での工夫を要するものである。
【００１８】
「情報処理システムの全体構成の説明」
図１に示す情報処理システムは、情報の演算等を行う処理装置１０と、データ転送等の入出力制御を行うチャネル１１と、外部記憶装置１３と、これら装置の制御を行う制御装置１２と、から構成されている。ここで、外部記憶装置１３と制御装置１２とから構成されるものを記憶サブシステムと称する。また、制御装置１２は、制御を実施する際に使用する制御情報を記憶する制御情報用メモリ１２２に対する記録再生機能と、内部時計を持ち時刻を取得できる機能を有す。この情報処理システムは、処理装置１０の命令によりチャネル１１、制御装置１２内のキャッシュメモリ１２４を介して外部記憶装置１３内に定義される論理デバイス１３２に対してデータの入出力命令を行うものである。処理装置１０から入出力要求のあったデータは、通常、図２に示す論理トラック２０毎に、キャッシュメモリ１２４へ記憶される。
【００１９】
図２に示す外部記憶装置１３は１台以上の物理デバイス１３１で構成される。また、処理装置１０の入出力対象となるデータは、論理デバイス１３２単位で管理される。論理デバイス１３２は制御装置１２により、１台以上の物理デバイス１３１のグループ上に、１論理デバイスを制御上の論理範囲で分割した形態で定義され、それぞれの分割された領域が各物理デバイスに分散している。
【００２０】
一般に、１論理デバイスを制御上の論理範囲で分割された領域は論理トラック２０で定義される。この論理トラック２０は、１論理デバイスを制御上の論理範囲で分割した最少単位である論理レコード２１で構成される。処理装置１０は、入出力対象とするデータが存在する論理デバイス１３２内の論理トラックアドレスと論理レコードアドレスを指定し、制御装置１２に対しデータの入出力命令を行う。
【００２１】
また、キャッシュメモリ１２４へ記憶される論理トラック２０は、制御用メモリ１２２内に設置されるキャッシュディレクトリ情報テーブル１２３を用いて、通常、ＬＲＵ（Ｌｅａｓｔ Ｒｅｃｅｎｔｌｙ Ｕｓｅ）法で管理されている。ＬＲＵ法は公知の技術であり、メモリのページング管理方法として広く用いられているものである。
【００２２】
図３にキャッシュディレクトリ情報テーブル１２３の構成を示す。存在密度値管理テーブル３０は、デバイスアドレス３１と単位領域管理テーブル３２で構成する。単位領域管理テーブル３２は、それぞれの単位領域の情報である、単位領域のアドレス３３、存在密度値３４、存在密度値記憶時刻３５、単位領域内キャッシュヒット論理トラックビットマップテーブル３６で構成する。ここで、存在密度値は、その詳細は後述するが、論理デバイス内の単位領域でのアクセスのあった論理トラックが存在する割合を呼称する。
【００２３】
単位領域内キャッシュヒット論理トラックビットマップテーブル３６は、論理デバイス内でキャッシュメモリ１２４上に記憶されている論理トラックを１ビットで管理するテーブルであり、ビットがＯＮであれば、該当するアドレスの論理トラックがキャッシュメモリ１２４上において処理装置１０の入出力対象となったことを示す。ビットがＯＮとなる契機は、処理装置１０からデータが出力されてキャッシュメモリ１２４上にページイン、処理装置１０からのデータの入力要求により制御装置１２が外部記憶装置１３からデータが出力されてキャッシュメモリ１２４上へページインするそれぞれの場合である。
【００２４】
また、論理トラックに関するブロックキュー３７は、論理トラックに関する情報ブロック３８をキュー構造で管理するものであり、ＬＲＵ法に従い、ＬＲＵ側に繋がっているものから、ページアウトされる。論理トラックに関する情報ブロック３８は、キャッシュメモリ１２４上で論理トラックを管理するための制御情報を記憶する。
【００２５】
「存在密度値に関する説明」
処理装置１０は、入出力対象とするデータが存在する論理デバイス１３２内の論理トラックアドレスと論理レコードアドレスを指定し、制御装置１２に対しデータの入出力命令を行う。処理装置１０の命令により、制御装置１２は、入出力対象となる論理トラックがキャッシュメモリ１２４に存在するかをキャッシュディレクトリ情報テーブル１２３内の単位領域内キャッシュヒット論理トラックビットマップテーブル３６と論理トラックに関するブロックキュー３７を検索し判断する。存在するのであれば、キャッシュメモリ１２４上の該当する論理トラックアドレス内の該当する論理レコードを入出力対象として処理する。また、キャッシュメモリ１２４に存在しないのであれば、物理デバイス１３１からキャッシュメモリ１２４へ論理トラック内の論理レコードを入力指示し、その後、キャッシュメモリ１２４上の該当する論理トラックアドレス内の該当する論理レコードを入出力対象として処理する。
【００２６】
制御装置１２は、キャッシュメモリ１２４上の論理レコード２１を対象に処理する場合、対象となる論理トラックに関する情報ブロック３８は、論理トラックに関するブロックキュー３７において、ＭＲＵ（Ｍｏｓｔ Ｒｅｃｅｎｔｌｙ Ｕｓｅ）側にページインされる。
【００２７】
制御装置１２は、ある連続する論理トラック数を示す値Ｌを定義し、値Ｌで論理デバイス２０を論理分割し、これを単位領域とする。従って、制御装置１２は、処理装置１０から入出力要求のあった論理トラックアドレスαを値Ｌで除算し、商を単位領域のアドレス（Ｎ）として求める。
【００２８】
制御装置１２は、単位領域のアドレスＮに該当する単位領域管理テーブル３２内の単位領域内キャッシュヒット論理トラックビットマップテーブル３６を検索し、キャッシュヒット論理トラックの総数を求める。求めたキャッシュヒット論理トラックの総数を値Ｌで除算し、商を論理トラックアドレスαの存在する単位領域のアドレス（Ｎ）における現在時刻Ｔでの存在密度値Ｄ（Ｎ，Ｔ）として求める。即ち、図４を参照して、Ｄ（Ｄｅｎｓｉｔｙ）＝ヒット論理トラック数／Ｌ となり、連続論理トラック数Ｌ毎の論理トラックのヒット割合を表しており、その際、アドレスも論理トラック毎の＃αに代えてトラック数Ｌ毎のアドレスＮとするものである。
【００２９】
また、制御装置１２は、論理トラックアドレスαが存在する単位領域のアドレス（Ｎ）に隣接する単位領域のアドレス（Ｎ−１）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ−１，Ｔ）を求める。単位領域のアドレス（Ｎ），アドレス（Ｎ−１）の関係を図４に示す。
【００３０】
「先読み実施可否を判断する処理に関する説明」
まず、先読み実施の概要を図６を用いて定性的に説明する。前述したように、アクセスの順番が論理トラック番号毎にアクセスしているか否かを見て判断する従来技術と異なり、論理トラック数Ｌ毎の単位領域のアドレスＮ，Ｎ−Ｉ，…を想定し、そのアドレスのＬに対する論理トラックのヒット数の割合を存在密度値Ｄとする。そして、単位領域アドレスを横軸とし存在密度値Ｄを縦軸として、現在時刻Ｔの関係を示すと図６の実線グラフのようになる。論理トラック＃αの含まれるアドレスＮのＤ値はＡ点で、アドレス（Ｎ−１）のＤ値はＢ点で示され、アドレスの番号の少ないアドレス（例えば、（Ｎ−ｎ）以下のアドレス）はヒット数割合、即ちＤ値が１となる飽和に達している。Ｄ値が１というのは単位領域アドレスのおける全ての論理トラックがヒットしていることを表している。
【００３１】
また、現在時刻より以前のＴ１における同様な関係を表すと、図６の点線グラフのようになる。アドレスＮでＤ値がＥ点でアドレス（Ｎ−１）のＤ値はＦ点で示されている。図６の図示例では、アドレスＮにおけるＥ点のＤ値よりもＡ点のＤ値が大となっており、アドレスＮでのヒット数が増加傾向にあることを示す例である。
【００３２】
図６において、現在時刻Ｔにおける実線グラフで、若い番号のアドレスはヒット割合が大であるリニアの関係で例示している。従って、徐々にアドレス番号を若くしていけば最後にＤ値が１となる若いアドレスに到達する。そのＤ値が１となるアドレスが（Ｎ−ｎ）であり、この関係を満足するｎはＡ点とＢ点間の傾き、アドレスＮ、論理トラック総数Ｌに基づいて容易に求めることができる数値である。
【００３３】
以上の説明で、Ｄ値が１となる状態を１つの基準としたが、Ｄ＝１に限らず、例えば０．８又は０．９の数値を閾値Ｓとして、このＳ値を１に代えて基準値としても良い。従って、Ｓに基づいたｎを算出することでも良い。
【００３４】
そこで、先読み実施の判断処理の一例についてであるが、現在時刻Ｔでのアドレス（Ｎ−１）でのＤ値が閾値Ｓ以上であれば、論理トラック＃αの近傍のトラックを先読みするという処理を行ったり（仮に、アドレス（Ｎー１）のＤ値が１であれば、単純な順アクセスということであるから当然に先読み処理することとなる）、更に、現在時刻Ｔとそれ以前の時刻Ｔ１におけるアドレス（Ｎ−１）のそれぞれのＤ値の比較等を先読み実施の可否の条件としたりして処理するのであり、その詳細は後述する。
【００３５】
図５には、先読み実施可否を判断する処理をフローチャートで示す。図５によると、ステップ５０１では、処理装置１０は、入出力対象とするデータが存在する論理デバイス１３２内の論理トラックアドレスαと論理レコードアドレスを指定し、制御装置１２に対しデータの入出力命令を行う。処理装置１０の命令により、制御装置１２は、論理トラックアドレスαに対し入出力処理を実施する。その際に、ステップ５０２では、論理トラックアドレスαが存在する単位領域のアドレス（Ｎ）における現在時刻Ｔでの存在密度値Ｄ（Ｎ，Ｔ）を求める。
【００３６】
同様に、ステップ５０３では、論理トラックアドレスαが存在する単位領域のアドレス（Ｎ）に隣接する単位領域のアドレス（Ｎ−１）における現在時刻Ｔでの存在密度値Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）を求める。ステップ５０４では、存在密度値Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）が、次の式（１）を満たすかを判断する。判断結果が真であるならば、アクセス形態が順アクセスであると認識する。ここで、存在密度値Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）は閾値Ｓと比較されるが、このステップ５０４の比較はプログラムで処理され、その際の閾値Ｓの設定は制御装置１２に設けられた操作手段によって適宜の値に変更可能に設定されるものである。
【００３７】
ステップ５０５では、論理トラックアドレスαの近傍および論理トラックアドレスαの近傍に隣接する領域に対し、先読みを実施する。この場合、論理トラックアドレスαの近傍に隣接する領域とは、単位領域のアドレス（Ｎ），単位領域のアドレス（Ｎ＋１）となる。
【００３８】
Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）≧ 閾値Ｓ ・・・（１）
一方、判断結果が、偽である場合、ステップ５０７では、単位領域のアドレス（Ｎ−１）に隣接する単位領域のアドレス（Ｎ−２）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ−２，Ｔ）を求める。
【００３９】
次に、ステップ５０８では、単位領域管理テーブル３２上に以前に記憶されている、Ｄ（Ｎ−１，Ｔ１）、Ｄ（Ｎ−２，Ｔ２）と、ステップ５０７で求めたＤ（Ｎ−１，Ｔ）、Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）の間で、次の式（２）を満たすかを判断する。判断結果が真であるならば、ステップ５０９において、次の式（３）を満たすかを判断し、判断結果が真であるならば、アクセス形態が順アクセスであると認識し、ステップ５０５へ続く。
【００４０】
Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）＞ Ｄ（Ｎ−１，Ｔ１）
かつ Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）≧ Ｄ（Ｎ−２，Ｔ２）・・・（２）
Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）≧ 閾値Ｓ ・・・（３）
一方、ステップ５０９における判断結果が、偽である場合、ステップ５１０では、存在密度値の変化の割合は一定値Ａであるモデルと定義し、それを適用し、以下の式（４）を満たす、（Ｎ−ｎ）を算出する。
【００４１】
次に、ステップ５１１では、単位領域のアドレス（Ｎ−ｎ）の値ｎが、その上限値Ｚを越えていないかを判断し（アドレス（Ｎ）とアドレス（Ｎ−ｎ）との隔たりが上限値Ｚを超えて隔たり過ぎていると別のファイルのアドレスを見ているという可能性もあるので前記隔たりに一定の上限値Ｚを設定する）、判断結果が真であるならば、ステップ５１２において、算出した単位領域のアドレス（Ｎ−ｎ）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ−ｎ，Ｔ）を求める。
【００４２】
次に、ステップ５１３では、存在密度値Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）が、以下の式（５）を満たすのならば、現在のアクセスは、大局的には順アクセスであると認識し、ステップ５０５へ続く。
【００４３】
Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）＝Ａ×（Ｎ−ｎ）＋Ｂ＝閾値Ｓ・・・（４）
但し、Ａ＝Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）−Ｄ（Ｎ−２，Ｔ） ，Ｂ＝Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）−（Ａ×（Ｎ−１））
Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）≧ 閾値Ｓ・・・（５）
最後に、ステップ５０６では、時刻Ｔ、Ｄ（Ｎ，Ｔ），Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）、Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）、Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）のそれぞれを、該当する単位領域管理テーブル３２へ記憶する。
【００４４】
以上説明したように、本発明の実施形態は次のような構成並びに機能を備えるものを含むものである。即ち、現時点の大局的な順アクセスを判断するために、上位処理装置が入出力対象とするデータを格納する論理デバイス上の任意の連続した論理トラックで構成される単位領域においてアクセスされた論理トラック数をカウントし、単位領域においてアクセスされた論理トラック総数と、単位領域を構成する論理トラック総数から、単位領域でのアクセスされた論理トラックが存在する割合となる存在密度値を算出し、この存在密度値を次のような手段で用いる。
【００４５】
上位処理装置からの入出力要求が発生した場合、入出力要求対象となった論理トラックアドレスαが存在する単位領域のアドレスＮとし、単位領域（Ｎ）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ，Ｔ）を求める。また、時刻Ｔと存在密度値であるＤ（Ｎ，Ｔ）は単位領域毎に管理する制御情報として記憶する。
【００４６】
同様に、論理トラックアドレスαが存在する単位領域（Ｎ）に隣接する単位領域（Ｎ−１）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ−１，Ｔ）を求める。
【００４７】
この時、次の条件（１）を満たすのならば、順アクセスとし、論理トラックアドレスαの近傍および論理トラックアドレスαの近傍に隣接する領域に対し、先読みを実施する。
【００４８】
Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）≧ 閾値Ｓ ・・・条件（１）
一方、条件（１）ではない場合、単位領域（Ｎ−１）に隣接する単位領域（Ｎ−２）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ−２，Ｔ）を求める。Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）、Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）が、既に記憶されているＤ（Ｎ−１，Ｔ１）、Ｄ（Ｎ−２，Ｔ２）との間で次の条件（２）を満たした上で、次の条件（３）を満たすのならば、順アクセスとし、論理トラックアドレスαの近傍および論理トラックアドレスαの近傍に隣接する領域に対し、先読みを実施する。
【００４９】
Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）＞ Ｄ（Ｎ−１，Ｔ１）
かつ Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）≧ Ｄ（Ｎ−２，Ｔ２）・・条件（２）
Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）≧ 閾値Ｓ ・・条件（３）
また、条件（２）を満たしたが、条件（３）ではない場合、存在密度値の変化の割合は一定であるモデルと定義し、それを適用し、以下の条件（５）を満たす、（Ｎ−ｎ）を算出する。この時、値ｎが上限値Ｚを越えていないのであれば、算出した単位領域（Ｎ−ｎ）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ−ｎ，Ｔ）を求める。
【００５０】
この存在密度値Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）が、以下の条件（５）を満たすのならば、論理トラックアドレスαの近傍が大局的には順アクセスとし、論理トラックアドレスαの近傍および論理トラックアドレスαの近傍に隣接する領域に対し、先読みを実施する。
【００５１】
Ｄ（Ｎ−ｎ）＝ 閾値Ｓ ・・・・条件（４）
Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）≧ 閾値Ｓ ・・・・条件（５）
また、時刻Ｔ、Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）、Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）、Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）のそれぞれは、単位領域毎に管理する制御情報として記憶する。上位処理装置からの入出力要求が発生した場合に、上記手段を実施することになる。
【００５２】
尚、上記手段で述べている単位領域の大きさ、各定数等については、任意の値であり、任意の値であることは、本発明の請求範囲から逸脱するものではない。また、上記手段では、概念を分かりやすくするために、データについてはデータを格納する論理デバイスとし、更にデータブロックを論理トラックとしたが、これらを別の単位で扱っても、本発明から逸脱するものではない。
【００５３】
また、単位領域（Ｎ−ｎ）の決定においては、上記手段で述べている存在密度値の変化の割合のモデルが一定値の変化の割合を示すものであるとは限らず、数学的なモデルの適用も可能であり、また、ｎを固定値とするような方法も可能であり、いかなる方法を用いても、本発明から逸脱するものではない。
【００５４】
また、上記手段の条件（１）〜（５）で示すものは、存在密度値の変化の割合の動向を解析する方法の１つにすぎず、他の方法を用いて存在密度値の変化の割合の動向を解析することは、本発明から逸脱するものではない。
【００５５】
【発明の効果】
本発明によれば、大局的には順アクセスであると判断できる場合に、外部記憶装置から先読みを実施し、上位処理装置からの入出力要求に対し、高速転送ならびに応答を可能とすることができる。
【００５６】
また、単純な順アクセスはもとより、１論理デバイス上の複数ファイルに対するアクセスが同時期に発生するような１論理デバイスの多重アクセス動作下にもそのまま適用できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】上位処理装置と外部記憶装置及び制御装置を含む情報処理システムの構成を示す図である。
【図２】外部記憶装置の構成を示す図である。
【図３】制御装置内の制御情報用メモリに関する図である。
【図４】存在密度値の変化の割合を解析するための観測位置関係を示す図である。
【図５】存在密度値から順アクセスと判断する方法を示すフローチャートである。
【図６】単位領域のアドレスと存在密度値とを用いて順アクセスと判断する手法の説明図である。
【符号の説明】
１０ 処理装置
１１ チャネル
１２ 制御装置
１３ 外部記憶装置
１２１ 制御部
１２２ 制御情報用メモリ
１２３ キャッシュディレクトリ情報テーブル
１２４ キャッシュメモリ
１３１ 物理デバイス
１３２ 論理デバイス
２０ 論理トラック
２１ レコード
３０ 存在密度値管理テーブル
３１ デバイスアドレス
３２ 単位領域管理テーブル
３３ 単位領域のアドレス
３４ 存在密度値
３５ 存在密度値記憶時刻
３６ 単位領域内キャッシュヒット論理トラックビットマップテーブル
３７ 論理トラックに関するブロックキュー
３８ 論理トラックに関する情報ブロック
【発明の属する技術分野】
本発明は、外部記憶装置とその制御装置とを備えた記憶サブシステム、並びに前記記憶サブシステムに上位処理装置を含めた情報処理システムにおける制御技術及び制御装置に関し、特に、外部記憶装置からの制御装置内キャッシュメモリへのデータ先読み制御技術に適用して有効なものである。
【０００２】
【従来の技術】
外部記憶装置からの制御装置内キャッシュメモリへの先読み制御技術においては、上位処理装置からの過去のアクセスパターンの履歴情報に基づき、未来のアクセスパターンを予測し、先読みを制御するものが一般的である。この予測においては、過去のアクセスパターンの履歴情報の蓄積が重要となる。このような制御に関する発明として、特開平６−３４２４０１号公報、特開平１１−５３２９０号公報が挙げられる。
【０００３】
特開平６−３４２４０１号公報の発明は、上位処理装置から最近受け付けた複数のアクセス要求を調べて、現アクセス要求のアドレス以降のデータが引き続いてアクセスされるかをどうかを予測し、アクセスされる可能性があると判断すると先読み制御を起動する順アクセス検出手段を有する制御装置も関するものである。
【０００４】
同様に、特開平１１−５３２９０号公報の発明は、上位処理装置から入出力要求が発生する度に、入出力要求の最終アドレスを記憶し、また現在の入出力要求のアドレスが、記憶している過去の入出力要求の最終アドレス＋αであれば、順アクセスと判断し、先読み制御を起動する磁気ディスク処理装置に関するものである。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】
最近の情報処理システムにおける、上位処理装置、制御装置それぞれの接続台数と外部記憶装置の記憶容量の関係は、最近をＮ：１：ｎ、従来をＭ：１：ｍとすると、Ｎ＞Ｍ、ｎ≫ｍの関係が成り立つ。特に、ｎ≫ｍが示すように、外部記憶装置を構成する物理デバイスとして代表的な磁気ディスク装置の記録密度の向上により、１台の制御装置配下の記憶容量が格段に増加し、併せて、上位処理装置からの入出力要求対象のデータ量が増加している。従って、アクセスパターンの履歴情報も膨大なものになり、履歴情報の管理および検索処理の複雑化に伴う入出力要求時の制御装置の処理時間が増大し、レスポンスが低下することが課題となっている。
【０００６】
また、１台の制御装置配下の記憶容量の増加により、論理デバイスのサイズも大きくなっており、１論理デバイス当りに存在するファイル数も増大している。従って、１論理デバイス上の複数ファイルに対するアクセスが同時期に発生する頻度は高く、履歴情報を論理デバイス単位に管理している場合では、１論理デバイスの多重アクセス動作による履歴情報の乱れが発生する。このような履歴情報の乱れによって、的確なアクセスパターンの予測が困難となる課題も発生している。
【０００７】
また、大規模データベースにおいては、局所的に見れば、ランダムアクセスであっても、データベース全体について大局的に見れば、データベースを格納している論理デバイス内の連続した論理トラックを隈なくアクセスしている場合がある。すなわち、アクセスパターンを考慮せずに状態のみに着目すれば、連続性を持つ順アクセスといえる。本発明においては、そのような形態を、「大局的には順アクセス」と定義する。
【０００８】
このように、大局的には順アクセスであると判断できる場合に、外部記憶装置から先読みを実施し、上位処理装置からの入出力要求に対し、データの高速転送ならびに応答を可能とすることが必要となっている。しかしながら、大局的には順アクセスであると判断するための情報として、前述の従来の技術で示されるようなアクセスパターンの履歴情報を用いたのでは、先に述べた入出力要求時の制御装置の処理時間の増大、履歴情報の乱れという課題が発生する。
【０００９】
従って、従来技術とは異なる手段を用いて、単純な順アクセス、１論理デバイスの多重アクセス動作環境でのそれぞれのファイルに対する順アクセス、大規模データベースに見られるような大局的には順アクセス、というアクセス形態それぞれを判断できることが課題となっている。
【００１０】
【課題を解決するための手段】
前記課題を解決するために、本発明は主として次のような構成を採用する。
【００１１】
１台以上の上位処理装置が入出力対象とするデータを１台以上の物理デバイスを用いて記憶する外部記憶装置と、前記上位処理装置と前記外部記憶装置との間で授受されるデータを適宜大きさのデータブロックで分割管理し且つ前記データブロックを一時的に保持するキャッシュメモリを有して前記データブロックの入出力制御を行う制御装置と、を備えた記憶サブシステムにおいて、
前記制御装置は、
前記データが存在する単位領域内のデータブロック総数と前記データが存在する単位領域内での入出力要求の有ったデータブロック総数とから、前記データが存在する単位領域内における入出力要求の有った、前記キャッシュメモリの管理単位であるデータブロックの存在する比率である存在密度値を求め、
前記求めた存在密度値を用いて、アクセス形態が、データ二重化に見られる単純な順アクセス、１論理デバイスの多重アクセス動作環境でのそれぞれのファイルに対する順アクセス、及び大規模データベースに見られる局所的なランダムアクセスでのジョブ実行処理期間における大局的な順アクセス、を含む順アクセスであるか否かを判断し、
前記存在密度値が所定の閾値以上であれば順アクセスであると判断され、前記順アクセスとの判断結果によって、前記上位処理装置の入出力対象となっているデータが存在するデータブロック近傍のデータブロックを前記外部記憶装置から先読する記憶サブシステム。
【００１２】
１台以上の上位処理装置と、前記上位処理装置が入出力対象とするデータを１台以上の物理デバイスを用いて記憶する外部記憶装置と、前記上位処理装置と前記外部記憶装置との間で授受されるデータを適宜大きさのデータブロックで分割管理し且つ前記データブロックを一時的に保持するキャッシュメモリを有して前記データブロックの入出力制御を行う制御装置と、を備えた情報処理システムにおいて、
前記制御装置は、
前記データが存在する単位領域内のデータブロック総数と前記データが存在する単位領域内での入出力要求の有ったデータブロック総数とから、前記データが存在する単位領域内における入出力要求の有った、前記キャッシュメモリの管理単位であるデータブロックの存在する比率である存在密度値を求め、
前記求めた存在密度値を用いて、アクセス形態が、データ二重化に見られる単純な順アクセス、１論理デバイスの多重アクセス動作環境でのそれぞれのファイルに対する順アクセス、及び大規模データベースに見られる局所的なランダムアクセスでのジョブ実行処理期間における大局的な順アクセス、を含む順アクセスであるか否かを判断し、
前記存在密度値が所定の閾値以上であれば順アクセスであると判断され、前記順アクセスとの判断結果によって、前記上位処理装置の入出力対象となっているデータが存在するデータブロック近傍のデータブロックを前記外部記憶装置から先読する情報処理システム。
【００１３】
【発明の実施の形態】
本発明の実施形態に係る記憶サブシステム（外部記憶装置とその制御装置とからなるもの）及び情報処理システム（前記記憶サブシステムに上位処理装置を含めたもの）について、図面を参照しながら詳細に説明する。まず最初に、本発明の実施形態に関する概要を述べると、従来技術であるアクセスパターンの履歴情報を用いるアクセス形態の予測手段とは異なり、現時点の単純な順アクセス、１論理デバイスの多重アクセス動作環境でのそれぞれのファイルに対する順アクセス、大規模データベースに見られるような大局的には順アクセス、というアクセス形態それぞれを判断できてデータの先読みを行えることを発明課題として、現時点のアクセスが順アクセスであるかを判断するために、上位処理装置が入出力対象とするデータを格納する論理デバイス上の任意の連続した論理トラックで構成される単位領域においてアクセスされた論理トラック数をカウントし、単位領域においてアクセスされた論理トラック総数と、単位領域を構成する論理トラック総数から、単位領域でのアクセスされた論理トラックが存在する割合となる存在密度値を算出し、処理装置の入出力対象となるデータブロックが存在する単位領域を含む単位領域集合内での存在密度値の変化の割合の動向を解析する。
【００１４】
そして、その解析結果が増加又は一定値以上を示すのであれば順アクセス又は大局的な順アクセスと判断し、処理装置の入出力対象となっているデータが存在するデータブロック近傍のデータブロックを外部記憶装置から先読し、キャッシュメモリへ記憶するようにするものである。
【００１５】
ここで、アクセス形態について例示的に説明すると（図１と図２を参照して）、単純な順アクセスは、例えば、データの二重化処理で論理トラック＃０から順番に＃ｎまで読み出して他の外部記憶装置にデータ転送する場合の読み出し時のアクセス形態である。また、多重アクセス動作環境でのファイルに対する順アクセスは、１論理デバイスに複数のファイルがアロケーションされ且つ複数の処理装置が当該論理デバイスをシェアしている場合、ファイルＡには論理トラック＃０〜＃３を順に読み出し、ファイルＦには論理トラック＃９０〜＃９５を順に読み出すというアクセス形態である（当該論理デバイスにとっては、論理トラック＃０〜＃３から論理トラック＃９０〜＃９５へのアクセスは単純な順アクセスでない）。
【００１６】
また、大局的な順アクセスは、時系列的な読み出しが論理トラック＃０〜＃５、論理トラック＃１０〜＃１５、論理トラック＃２０〜＃２５、論理トラック＃６〜＃９、というように、単純な順アクセスではないが、或るジョブの実行処理期間全体に亘って観察すると、結果的には論理トラック＃０〜＃２５が読み出されているのであるから、大局的に順アクセスと見なせるアクセス形態である。換言すると、大規模データベースにおいて、局所的に見れば、ランダムアクセスであっても、データベース全体について大局的に見れば、データベースを格納している論理デバイス内の連続した論理トラックを隈なくアクセスしている場合がある。すなわち、アクセスパターンを考慮せずに状態のみに着目すれば、連続性を持つ順アクセスといえる。本発明においては、そのような形態を、「大局的には順アクセス」と定義する。
【００１７】
このような３つのアクセス形態についての先読みを例示すると、第１番目のアクセス形態である単純な順アクセスでは、論理トラック＃０〜＃５へのアクセス指令があれば、＃６以下のトラックも先読みすることができるものである。そして、第２番目と第３番目のアクセス形態では、上述の例で時系列的には論理トラックの順番通りの読み出しアクセスとなっていないので、先読みをするためには以下に説明するような本発明の実施形態での工夫を要するものである。
【００１８】
「情報処理システムの全体構成の説明」
図１に示す情報処理システムは、情報の演算等を行う処理装置１０と、データ転送等の入出力制御を行うチャネル１１と、外部記憶装置１３と、これら装置の制御を行う制御装置１２と、から構成されている。ここで、外部記憶装置１３と制御装置１２とから構成されるものを記憶サブシステムと称する。また、制御装置１２は、制御を実施する際に使用する制御情報を記憶する制御情報用メモリ１２２に対する記録再生機能と、内部時計を持ち時刻を取得できる機能を有す。この情報処理システムは、処理装置１０の命令によりチャネル１１、制御装置１２内のキャッシュメモリ１２４を介して外部記憶装置１３内に定義される論理デバイス１３２に対してデータの入出力命令を行うものである。処理装置１０から入出力要求のあったデータは、通常、図２に示す論理トラック２０毎に、キャッシュメモリ１２４へ記憶される。
【００１９】
図２に示す外部記憶装置１３は１台以上の物理デバイス１３１で構成される。また、処理装置１０の入出力対象となるデータは、論理デバイス１３２単位で管理される。論理デバイス１３２は制御装置１２により、１台以上の物理デバイス１３１のグループ上に、１論理デバイスを制御上の論理範囲で分割した形態で定義され、それぞれの分割された領域が各物理デバイスに分散している。
【００２０】
一般に、１論理デバイスを制御上の論理範囲で分割された領域は論理トラック２０で定義される。この論理トラック２０は、１論理デバイスを制御上の論理範囲で分割した最少単位である論理レコード２１で構成される。処理装置１０は、入出力対象とするデータが存在する論理デバイス１３２内の論理トラックアドレスと論理レコードアドレスを指定し、制御装置１２に対しデータの入出力命令を行う。
【００２１】
また、キャッシュメモリ１２４へ記憶される論理トラック２０は、制御用メモリ１２２内に設置されるキャッシュディレクトリ情報テーブル１２３を用いて、通常、ＬＲＵ（Ｌｅａｓｔ Ｒｅｃｅｎｔｌｙ Ｕｓｅ）法で管理されている。ＬＲＵ法は公知の技術であり、メモリのページング管理方法として広く用いられているものである。
【００２２】
図３にキャッシュディレクトリ情報テーブル１２３の構成を示す。存在密度値管理テーブル３０は、デバイスアドレス３１と単位領域管理テーブル３２で構成する。単位領域管理テーブル３２は、それぞれの単位領域の情報である、単位領域のアドレス３３、存在密度値３４、存在密度値記憶時刻３５、単位領域内キャッシュヒット論理トラックビットマップテーブル３６で構成する。ここで、存在密度値は、その詳細は後述するが、論理デバイス内の単位領域でのアクセスのあった論理トラックが存在する割合を呼称する。
【００２３】
単位領域内キャッシュヒット論理トラックビットマップテーブル３６は、論理デバイス内でキャッシュメモリ１２４上に記憶されている論理トラックを１ビットで管理するテーブルであり、ビットがＯＮであれば、該当するアドレスの論理トラックがキャッシュメモリ１２４上において処理装置１０の入出力対象となったことを示す。ビットがＯＮとなる契機は、処理装置１０からデータが出力されてキャッシュメモリ１２４上にページイン、処理装置１０からのデータの入力要求により制御装置１２が外部記憶装置１３からデータが出力されてキャッシュメモリ１２４上へページインするそれぞれの場合である。
【００２４】
また、論理トラックに関するブロックキュー３７は、論理トラックに関する情報ブロック３８をキュー構造で管理するものであり、ＬＲＵ法に従い、ＬＲＵ側に繋がっているものから、ページアウトされる。論理トラックに関する情報ブロック３８は、キャッシュメモリ１２４上で論理トラックを管理するための制御情報を記憶する。
【００２５】
「存在密度値に関する説明」
処理装置１０は、入出力対象とするデータが存在する論理デバイス１３２内の論理トラックアドレスと論理レコードアドレスを指定し、制御装置１２に対しデータの入出力命令を行う。処理装置１０の命令により、制御装置１２は、入出力対象となる論理トラックがキャッシュメモリ１２４に存在するかをキャッシュディレクトリ情報テーブル１２３内の単位領域内キャッシュヒット論理トラックビットマップテーブル３６と論理トラックに関するブロックキュー３７を検索し判断する。存在するのであれば、キャッシュメモリ１２４上の該当する論理トラックアドレス内の該当する論理レコードを入出力対象として処理する。また、キャッシュメモリ１２４に存在しないのであれば、物理デバイス１３１からキャッシュメモリ１２４へ論理トラック内の論理レコードを入力指示し、その後、キャッシュメモリ１２４上の該当する論理トラックアドレス内の該当する論理レコードを入出力対象として処理する。
【００２６】
制御装置１２は、キャッシュメモリ１２４上の論理レコード２１を対象に処理する場合、対象となる論理トラックに関する情報ブロック３８は、論理トラックに関するブロックキュー３７において、ＭＲＵ（Ｍｏｓｔ Ｒｅｃｅｎｔｌｙ Ｕｓｅ）側にページインされる。
【００２７】
制御装置１２は、ある連続する論理トラック数を示す値Ｌを定義し、値Ｌで論理デバイス２０を論理分割し、これを単位領域とする。従って、制御装置１２は、処理装置１０から入出力要求のあった論理トラックアドレスαを値Ｌで除算し、商を単位領域のアドレス（Ｎ）として求める。
【００２８】
制御装置１２は、単位領域のアドレスＮに該当する単位領域管理テーブル３２内の単位領域内キャッシュヒット論理トラックビットマップテーブル３６を検索し、キャッシュヒット論理トラックの総数を求める。求めたキャッシュヒット論理トラックの総数を値Ｌで除算し、商を論理トラックアドレスαの存在する単位領域のアドレス（Ｎ）における現在時刻Ｔでの存在密度値Ｄ（Ｎ，Ｔ）として求める。即ち、図４を参照して、Ｄ（Ｄｅｎｓｉｔｙ）＝ヒット論理トラック数／Ｌ となり、連続論理トラック数Ｌ毎の論理トラックのヒット割合を表しており、その際、アドレスも論理トラック毎の＃αに代えてトラック数Ｌ毎のアドレスＮとするものである。
【００２９】
また、制御装置１２は、論理トラックアドレスαが存在する単位領域のアドレス（Ｎ）に隣接する単位領域のアドレス（Ｎ−１）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ−１，Ｔ）を求める。単位領域のアドレス（Ｎ），アドレス（Ｎ−１）の関係を図４に示す。
【００３０】
「先読み実施可否を判断する処理に関する説明」
まず、先読み実施の概要を図６を用いて定性的に説明する。前述したように、アクセスの順番が論理トラック番号毎にアクセスしているか否かを見て判断する従来技術と異なり、論理トラック数Ｌ毎の単位領域のアドレスＮ，Ｎ−Ｉ，…を想定し、そのアドレスのＬに対する論理トラックのヒット数の割合を存在密度値Ｄとする。そして、単位領域アドレスを横軸とし存在密度値Ｄを縦軸として、現在時刻Ｔの関係を示すと図６の実線グラフのようになる。論理トラック＃αの含まれるアドレスＮのＤ値はＡ点で、アドレス（Ｎ−１）のＤ値はＢ点で示され、アドレスの番号の少ないアドレス（例えば、（Ｎ−ｎ）以下のアドレス）はヒット数割合、即ちＤ値が１となる飽和に達している。Ｄ値が１というのは単位領域アドレスのおける全ての論理トラックがヒットしていることを表している。
【００３１】
また、現在時刻より以前のＴ１における同様な関係を表すと、図６の点線グラフのようになる。アドレスＮでＤ値がＥ点でアドレス（Ｎ−１）のＤ値はＦ点で示されている。図６の図示例では、アドレスＮにおけるＥ点のＤ値よりもＡ点のＤ値が大となっており、アドレスＮでのヒット数が増加傾向にあることを示す例である。
【００３２】
図６において、現在時刻Ｔにおける実線グラフで、若い番号のアドレスはヒット割合が大であるリニアの関係で例示している。従って、徐々にアドレス番号を若くしていけば最後にＤ値が１となる若いアドレスに到達する。そのＤ値が１となるアドレスが（Ｎ−ｎ）であり、この関係を満足するｎはＡ点とＢ点間の傾き、アドレスＮ、論理トラック総数Ｌに基づいて容易に求めることができる数値である。
【００３３】
以上の説明で、Ｄ値が１となる状態を１つの基準としたが、Ｄ＝１に限らず、例えば０．８又は０．９の数値を閾値Ｓとして、このＳ値を１に代えて基準値としても良い。従って、Ｓに基づいたｎを算出することでも良い。
【００３４】
そこで、先読み実施の判断処理の一例についてであるが、現在時刻Ｔでのアドレス（Ｎ−１）でのＤ値が閾値Ｓ以上であれば、論理トラック＃αの近傍のトラックを先読みするという処理を行ったり（仮に、アドレス（Ｎー１）のＤ値が１であれば、単純な順アクセスということであるから当然に先読み処理することとなる）、更に、現在時刻Ｔとそれ以前の時刻Ｔ１におけるアドレス（Ｎ−１）のそれぞれのＤ値の比較等を先読み実施の可否の条件としたりして処理するのであり、その詳細は後述する。
【００３５】
図５には、先読み実施可否を判断する処理をフローチャートで示す。図５によると、ステップ５０１では、処理装置１０は、入出力対象とするデータが存在する論理デバイス１３２内の論理トラックアドレスαと論理レコードアドレスを指定し、制御装置１２に対しデータの入出力命令を行う。処理装置１０の命令により、制御装置１２は、論理トラックアドレスαに対し入出力処理を実施する。その際に、ステップ５０２では、論理トラックアドレスαが存在する単位領域のアドレス（Ｎ）における現在時刻Ｔでの存在密度値Ｄ（Ｎ，Ｔ）を求める。
【００３６】
同様に、ステップ５０３では、論理トラックアドレスαが存在する単位領域のアドレス（Ｎ）に隣接する単位領域のアドレス（Ｎ−１）における現在時刻Ｔでの存在密度値Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）を求める。ステップ５０４では、存在密度値Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）が、次の式（１）を満たすかを判断する。判断結果が真であるならば、アクセス形態が順アクセスであると認識する。ここで、存在密度値Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）は閾値Ｓと比較されるが、このステップ５０４の比較はプログラムで処理され、その際の閾値Ｓの設定は制御装置１２に設けられた操作手段によって適宜の値に変更可能に設定されるものである。
【００３７】
ステップ５０５では、論理トラックアドレスαの近傍および論理トラックアドレスαの近傍に隣接する領域に対し、先読みを実施する。この場合、論理トラックアドレスαの近傍に隣接する領域とは、単位領域のアドレス（Ｎ），単位領域のアドレス（Ｎ＋１）となる。
【００３８】
Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）≧ 閾値Ｓ ・・・（１）
一方、判断結果が、偽である場合、ステップ５０７では、単位領域のアドレス（Ｎ−１）に隣接する単位領域のアドレス（Ｎ−２）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ−２，Ｔ）を求める。
【００３９】
次に、ステップ５０８では、単位領域管理テーブル３２上に以前に記憶されている、Ｄ（Ｎ−１，Ｔ１）、Ｄ（Ｎ−２，Ｔ２）と、ステップ５０７で求めたＤ（Ｎ−１，Ｔ）、Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）の間で、次の式（２）を満たすかを判断する。判断結果が真であるならば、ステップ５０９において、次の式（３）を満たすかを判断し、判断結果が真であるならば、アクセス形態が順アクセスであると認識し、ステップ５０５へ続く。
【００４０】
Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）＞ Ｄ（Ｎ−１，Ｔ１）
かつ Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）≧ Ｄ（Ｎ−２，Ｔ２）・・・（２）
Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）≧ 閾値Ｓ ・・・（３）
一方、ステップ５０９における判断結果が、偽である場合、ステップ５１０では、存在密度値の変化の割合は一定値Ａであるモデルと定義し、それを適用し、以下の式（４）を満たす、（Ｎ−ｎ）を算出する。
【００４１】
次に、ステップ５１１では、単位領域のアドレス（Ｎ−ｎ）の値ｎが、その上限値Ｚを越えていないかを判断し（アドレス（Ｎ）とアドレス（Ｎ−ｎ）との隔たりが上限値Ｚを超えて隔たり過ぎていると別のファイルのアドレスを見ているという可能性もあるので前記隔たりに一定の上限値Ｚを設定する）、判断結果が真であるならば、ステップ５１２において、算出した単位領域のアドレス（Ｎ−ｎ）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ−ｎ，Ｔ）を求める。
【００４２】
次に、ステップ５１３では、存在密度値Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）が、以下の式（５）を満たすのならば、現在のアクセスは、大局的には順アクセスであると認識し、ステップ５０５へ続く。
【００４３】
Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）＝Ａ×（Ｎ−ｎ）＋Ｂ＝閾値Ｓ・・・（４）
但し、Ａ＝Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）−Ｄ（Ｎ−２，Ｔ） ，Ｂ＝Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）−（Ａ×（Ｎ−１））
Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）≧ 閾値Ｓ・・・（５）
最後に、ステップ５０６では、時刻Ｔ、Ｄ（Ｎ，Ｔ），Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）、Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）、Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）のそれぞれを、該当する単位領域管理テーブル３２へ記憶する。
【００４４】
以上説明したように、本発明の実施形態は次のような構成並びに機能を備えるものを含むものである。即ち、現時点の大局的な順アクセスを判断するために、上位処理装置が入出力対象とするデータを格納する論理デバイス上の任意の連続した論理トラックで構成される単位領域においてアクセスされた論理トラック数をカウントし、単位領域においてアクセスされた論理トラック総数と、単位領域を構成する論理トラック総数から、単位領域でのアクセスされた論理トラックが存在する割合となる存在密度値を算出し、この存在密度値を次のような手段で用いる。
【００４５】
上位処理装置からの入出力要求が発生した場合、入出力要求対象となった論理トラックアドレスαが存在する単位領域のアドレスＮとし、単位領域（Ｎ）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ，Ｔ）を求める。また、時刻Ｔと存在密度値であるＤ（Ｎ，Ｔ）は単位領域毎に管理する制御情報として記憶する。
【００４６】
同様に、論理トラックアドレスαが存在する単位領域（Ｎ）に隣接する単位領域（Ｎ−１）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ−１，Ｔ）を求める。
【００４７】
この時、次の条件（１）を満たすのならば、順アクセスとし、論理トラックアドレスαの近傍および論理トラックアドレスαの近傍に隣接する領域に対し、先読みを実施する。
【００４８】
Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）≧ 閾値Ｓ ・・・条件（１）
一方、条件（１）ではない場合、単位領域（Ｎ−１）に隣接する単位領域（Ｎ−２）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ−２，Ｔ）を求める。Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）、Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）が、既に記憶されているＤ（Ｎ−１，Ｔ１）、Ｄ（Ｎ−２，Ｔ２）との間で次の条件（２）を満たした上で、次の条件（３）を満たすのならば、順アクセスとし、論理トラックアドレスαの近傍および論理トラックアドレスαの近傍に隣接する領域に対し、先読みを実施する。
【００４９】
Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）＞ Ｄ（Ｎ−１，Ｔ１）
かつ Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）≧ Ｄ（Ｎ−２，Ｔ２）・・条件（２）
Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）≧ 閾値Ｓ ・・条件（３）
また、条件（２）を満たしたが、条件（３）ではない場合、存在密度値の変化の割合は一定であるモデルと定義し、それを適用し、以下の条件（５）を満たす、（Ｎ−ｎ）を算出する。この時、値ｎが上限値Ｚを越えていないのであれば、算出した単位領域（Ｎ−ｎ）における現在時刻Ｔでの存在密度値であるＤ（Ｎ−ｎ，Ｔ）を求める。
【００５０】
この存在密度値Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）が、以下の条件（５）を満たすのならば、論理トラックアドレスαの近傍が大局的には順アクセスとし、論理トラックアドレスαの近傍および論理トラックアドレスαの近傍に隣接する領域に対し、先読みを実施する。
【００５１】
Ｄ（Ｎ−ｎ）＝ 閾値Ｓ ・・・・条件（４）
Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）≧ 閾値Ｓ ・・・・条件（５）
また、時刻Ｔ、Ｄ（Ｎ−１，Ｔ）、Ｄ（Ｎ−２，Ｔ）、Ｄ（Ｎ−ｎ，Ｔ）のそれぞれは、単位領域毎に管理する制御情報として記憶する。上位処理装置からの入出力要求が発生した場合に、上記手段を実施することになる。
【００５２】
尚、上記手段で述べている単位領域の大きさ、各定数等については、任意の値であり、任意の値であることは、本発明の請求範囲から逸脱するものではない。また、上記手段では、概念を分かりやすくするために、データについてはデータを格納する論理デバイスとし、更にデータブロックを論理トラックとしたが、これらを別の単位で扱っても、本発明から逸脱するものではない。
【００５３】
また、単位領域（Ｎ−ｎ）の決定においては、上記手段で述べている存在密度値の変化の割合のモデルが一定値の変化の割合を示すものであるとは限らず、数学的なモデルの適用も可能であり、また、ｎを固定値とするような方法も可能であり、いかなる方法を用いても、本発明から逸脱するものではない。
【００５４】
また、上記手段の条件（１）〜（５）で示すものは、存在密度値の変化の割合の動向を解析する方法の１つにすぎず、他の方法を用いて存在密度値の変化の割合の動向を解析することは、本発明から逸脱するものではない。
【００５５】
【発明の効果】
本発明によれば、大局的には順アクセスであると判断できる場合に、外部記憶装置から先読みを実施し、上位処理装置からの入出力要求に対し、高速転送ならびに応答を可能とすることができる。
【００５６】
また、単純な順アクセスはもとより、１論理デバイス上の複数ファイルに対するアクセスが同時期に発生するような１論理デバイスの多重アクセス動作下にもそのまま適用できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】上位処理装置と外部記憶装置及び制御装置を含む情報処理システムの構成を示す図である。
【図２】外部記憶装置の構成を示す図である。
【図３】制御装置内の制御情報用メモリに関する図である。
【図４】存在密度値の変化の割合を解析するための観測位置関係を示す図である。
【図５】存在密度値から順アクセスと判断する方法を示すフローチャートである。
【図６】単位領域のアドレスと存在密度値とを用いて順アクセスと判断する手法の説明図である。
【符号の説明】
１０ 処理装置
１１ チャネル
１２ 制御装置
１３ 外部記憶装置
１２１ 制御部
１２２ 制御情報用メモリ
１２３ キャッシュディレクトリ情報テーブル
１２４ キャッシュメモリ
１３１ 物理デバイス
１３２ 論理デバイス
２０ 論理トラック
２１ レコード
３０ 存在密度値管理テーブル
３１ デバイスアドレス
３２ 単位領域管理テーブル
３３ 単位領域のアドレス
３４ 存在密度値
３５ 存在密度値記憶時刻
３６ 単位領域内キャッシュヒット論理トラックビットマップテーブル
３７ 論理トラックに関するブロックキュー
３８ 論理トラックに関する情報ブロック
Claims (2)
- １台以上の上位処理装置が入出力対象とするデータを１台以上の物理デバイスを用いて記憶する外部記憶装置と、前記上位処理装置と前記外部記憶装置との間で授受されるデータを適宜大きさのデータブロックで分割管理し且つ前記データブロックを一時的に保持するキャッシュメモリを有して前記データブロックの入出力制御を行う制御装置と、を備えた記憶サブシステムにおいて、
前記制御装置は、
前記データが存在する単位領域内のデータブロック総数と前記データが存在する単位領域内での入出力要求の有ったデータブロック総数とから、前記データが存在する単位領域内における入出力要求の有った、前記キャッシュメモリの管理単位であるデータブロックの存在する比率である存在密度値を求め、
前記求めた存在密度値を用いて、アクセス形態が、データ二重化に見られる単純な順アクセス、１論理デバイスの多重アクセス動作環境でのそれぞれのファイルに対する順アクセス、及び大規模データベースに見られる局所的なランダムアクセスでのジョブ実行処理期間における大局的な順アクセス、を含む順アクセスであるか否かを判断し、
前記存在密度値が所定の閾値以上であれば順アクセスであると判断され、前記順アクセスとの判断結果によって、前記上位処理装置の入出力対象となっているデータが存在するデータブロック近傍のデータブロックを前記外部記憶装置から先読する
ことを特徴とする記憶サブシステム。 - １台以上の上位処理装置と、前記上位処理装置が入出力対象とするデータを１台以上の物理デバイスを用いて記憶する外部記憶装置と、前記上位処理装置と前記外部記憶装置との間で授受されるデータを適宜大きさのデータブロックで分割管理し且つ前記データブロックを一時的に保持するキャッシュメモリを有して前記データブロックの入出力制御を行う制御装置と、を備えた情報処理システムにおいて、
前記制御装置は、
前記データが存在する単位領域内のデータブロック総数と前記データが存在する単位領域内での入出力要求の有ったデータブロック総数とから、前記データが存在する単位領域内における入出力要求の有った、前記キャッシュメモリの管理単位であるデータブロックの存在する比率である存在密度値を求め、
前記求めた存在密度値を用いて、アクセス形態が、データ二重化に見られる単純な順アクセス、１論理デバイスの多重アクセス動作環境でのそれぞれのファイルに対する順アクセス、及び大規模データベースに見られる局所的なランダムアクセスでのジョブ実行処理期間における大局的な順アクセス、を含む順アクセスであるか否かを判断し、
前記存在密度値が所定の閾値以上であれば順アクセスであると判断され、前記順アクセスとの判断結果によって、前記上位処理装置の入出力対象となっているデータが存在するデータブロック近傍のデータブロックを前記外部記憶装置から先読する
ことを特徴とする情報処理システム。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000385593A JP4104283B2 (ja) | 2000-12-19 | 2000-12-19 | 記憶サブシステム及び情報処理システム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000385593A JP4104283B2 (ja) | 2000-12-19 | 2000-12-19 | 記憶サブシステム及び情報処理システム |
Publications (3)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2002182978A JP2002182978A (ja) | 2002-06-28 |
| JP2002182978A5 JP2002182978A5 (ja) | 2005-06-02 |
| JP4104283B2 true JP4104283B2 (ja) | 2008-06-18 |
Family
ID=18852829
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2000385593A Expired - Fee Related JP4104283B2 (ja) | 2000-12-19 | 2000-12-19 | 記憶サブシステム及び情報処理システム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP4104283B2 (ja) |
Families Citing this family (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP4643198B2 (ja) | 2004-07-28 | 2011-03-02 | 株式会社日立製作所 | 負荷分散コンピュータシステム、経路設定プログラム及びその方法 |
| JP4609848B2 (ja) | 2005-04-06 | 2011-01-12 | 株式会社日立製作所 | 負荷分散コンピュータシステム、経路設定プログラム及びその方法 |
| JP4692678B2 (ja) * | 2007-06-19 | 2011-06-01 | 富士通株式会社 | 情報処理装置 |
| JP6086007B2 (ja) | 2013-03-26 | 2017-03-01 | 富士通株式会社 | ストレージ制御装置の制御プログラム、ストレージ制御装置の制御方法、ストレージ制御装置及びストレージシステム |
| JP6160240B2 (ja) | 2013-05-23 | 2017-07-12 | 富士通株式会社 | 情報処理装置、情報処理システム、情報処理装置の制御方法および情報処理装置の制御プログラム |
| JP2015207123A (ja) * | 2014-04-18 | 2015-11-19 | 富士通株式会社 | ストレージ装置、ストレージ制御方法およびストレージ制御プログラム |
-
2000
- 2000-12-19 JP JP2000385593A patent/JP4104283B2/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP2002182978A (ja) | 2002-06-28 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JP3522527B2 (ja) | 入出力制御装置および入出力制御方法 | |
| US5134563A (en) | Sequentially processing data in a cached data storage system | |
| US4882642A (en) | Sequentially processing data in a cached data storage system | |
| US9122607B1 (en) | Hotspot detection and caching for storage devices | |
| US6738865B1 (en) | Method, system, and program for demoting data from cache based on least recently accessed and least frequently accessed data | |
| US7937404B2 (en) | Data processing system and method | |
| US7120759B2 (en) | Storage system and method for prestaging data in a cache for improved performance | |
| JPH0571976B2 (ja) | ||
| US20030041214A1 (en) | Cache control methods and apparatus for hard disk drives | |
| EP0415352A2 (en) | Method and system for optimizing data caching in a disk-based computer system | |
| GB2357172A (en) | Raid storage system with logicaly partitioned cache | |
| JP6711121B2 (ja) | 情報処理装置、キャッシュメモリ制御方法、およびキャッシュメモリ制御プログラム | |
| JP3149856B2 (ja) | 磁気ディスク制御装置 | |
| JPH08147218A (ja) | キャッシュ制御装置 | |
| JP4104283B2 (ja) | 記憶サブシステム及び情報処理システム | |
| US5867685A (en) | System and method for sequential detection in a cache management system | |
| JP4115204B2 (ja) | 情報処理システム | |
| JPH08263380A (ja) | ディスクキャッシュ制御方式 | |
| JPH0773107A (ja) | ディスク・システムの制御方法 | |
| JP3555523B2 (ja) | メモリ管理装置及び管理方法並びに管理プログラムを記録した記録媒体 | |
| JP2002182978A5 (ja) | ||
| JPH0415493B2 (ja) | ||
| JP3083530B2 (ja) | キャッシュメモリのデータ管理方法およびキャッシュ制御装置 | |
| JP2502844B2 (ja) | 電子ファイル装置 | |
| JPH0799510B2 (ja) | 二次記憶制御装置 |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20040806 |
|
| A621 | Written request for application examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A621 Effective date: 20040806 |
|
| A977 | Report on retrieval |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A971007 Effective date: 20071030 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20071106 |
|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20071220 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20080108 |
|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20080221 |
|
| TRDD | Decision of grant or rejection written | ||
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 Effective date: 20080311 |
|
| A61 | First payment of annual fees (during grant procedure) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A61 Effective date: 20080325 |
|
| R150 | Certificate of patent or registration of utility model |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R150 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20110404 Year of fee payment: 3 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20120404 Year of fee payment: 4 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20120404 Year of fee payment: 4 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20130404 Year of fee payment: 5 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20140404 Year of fee payment: 6 |
|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |