JPH01134643A - バッファ制御方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔目次〕 概要 産業上の利用分野 従来の技術　　　　（第７図〜第１０図）発明が解決し
ようとする問題点 問題点を解決する手段（第１図（ａ）、（ｂ））作用　
　　　　　　　（第１図（ａ）、　（ｂ）　）実施例　
　　　　　　（第２図〜第６図）発明の効果 〔概要〕 計算機システム等におけるディスクキャラシス装置のア
クセス時間を改善するためのノ（ソファ制御方式に関し
、 バッファ上のデータの検索が単純化されアクセス時間を
著しく短縮することを目的とし、所定長の識別情報部と
この識別情報部に続くデータ部とを有するレコードデー
タをディスクキャッジ−装置のバッファに保持し、読み
出し指令されたレコードデータをこのバッファから読み
出すようにしたバッファ制御方式において、レコードデ
ータの書込み時には、前記バッファ上で識別情報部とデ
ータ部とを区別する付加情報を付し、レコードデータの
読み出し時（は、トラック先頭におけるレコードの識別
情報部を検索した後、読み出し指令されたレコードの順
位に対応した回数だけいずれかの付加情報の付されたア
ドレスを頴次に求め、対応回数時に求められたアドレス
に基づいて、読み出し指令されたレコードのデータを検
索することを特徴とする。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、計算機システム等におけるディスクキヤケシ
ー装置のアクセス時間を改善するためのバッファ制御方
式に関する。

〔従来の技術〕

ディスクキャッシュ装置は周知のように、磁気ディスク
記憶装置等に対するアクセス時間の短縮を目的として設
けられ、ディスク記憶装置に記憶するデータの一部の写
しを、アクセス時間の短い半導体記憶装置等で構成する
バッファに保持し、そこから利用できるように構成した
装置である。

第７図はディスクキャッシュ装置を用いた計算機システ
ムの構成例を示すブロック図である。

主記滝装置５１と接続してプログラムを実行する中央処
理装置５２は、チャネル装置５３．磁気ディスク制御装
置（以下においてＤＩＲという）５４を介して、磁気デ
ィスク装置（以下においてＤＡＳＤという）５５とデー
タ入出力を行なう。

ＤＩＲ５４には、ＤＡＳＤ５５と並列にディスクキャッ
シュ装置（以下においてＤＣＦという）５６が接続され
ていて、中央処理装置５２からＤＡＳＤ５５へのアクセ
ス要求が発行された場合に、ＤＩＲ５４はＤＣＦ５６に
指定のデータが保持されている限り、そのデータを使用
することにより、中央処理装置５２におけるＤＡＳＤ５
５に対する見掛けのアクセス所要時間を短縮するように
制御する。

このためにＤＣＦ５６は、例えば半導体記憶装置で構成
されるバッファを持ち、ＤＡＳＤ５５のあるレコードに
アクセス要求が出た時に１例えばＤＡＳＤ５５上のその
レコードを含むエトラツクのデータをバッファに保持し
くこの処理をステージングという）、その後は該トラッ
ク上のレコードに対するアクセスを、すべてＤＣＦ５６
へのアクセスで代行できるようにする。

＠８図はＤＣＦ５６の詳細な一構成上を示すブロック図
である。

ＤＣＦ５６は、データバス１０．信号線１１．１２等に
よってＩ）ＩＲ５４およびＤＡＳＤ５５　　と接続され
ている。

ＤＩＲ５４は中央処理装置５２からのアクセス要求をチ
ャネル装置５３を介して受信すると、アクセス要求にお
いて指定される周知のシーク（５ｅｅｋ　）要求のシリ
ンダアドレス（以下においてＣＣと表す）およびヘッド
アドレス（以下においてＨＨと表す）をシーク指令とＤ
ＣＦ５６共に送って、該当トラ、りがステージングされ
ているか問い合わせる０ ＤＣＦ５６はこの指令をデータバス１０を介して主制御
部１３において受信する。主制御部１３は例えばマイク
ロプログラムを実行する処理装置と制御メモリを主体に
して構成される。この主制御部１３はＤＣＦ５６全般の
制御を行なう部分であり、シーク指令を解読すると、主
制御部１３内に設けられた図示されない制御メモリの一
部に記憶されているテーブル（ハツシュテーブルと呼ぶ
）を検索して、指定のトラックアドレスＣＣＨＨのデー
タがトラックバッファ１４にステージングされているか
判定し、その結果をデータバスｌＯを介してＤＩＲ５４
へ通知する。

テーブルによる判定の結果、指定のトラックがトラック
バッファ１４にステージングされていると判定された場
合（この状態をヒｙトの状態という）には、後述のよう
にしてそのデータが使用されるが、ステージングされて
いないと判定された場合（この状態をミスヒツトという
。）には、ＤＩＲ５４は通常のようにＤＡＳＤ５５のデ
ータにアクセスする必要がある。

ミスヒツトの場合、ＤＩＲ５４はＤＡＳＤ５５を制御し
て、そのトラックにアクセス機構を設定するいわゆるシ
ークを実行させ、次にチャネル装置ｆｆ５３から送られ
る指令によって指定されるレコードアドレス（以下（お
いてＲと表す）により、例えば読出し動作を行なう。

ここでＤＩＲ５４は、ＤＡＳＤ５５から読み出されたデ
ータのうち要求されたレコードのみをチャネル装置５３
へ転送するが、ＤＡＳＤ５５からは当該要求レコードの
格納され六トラックの全データのステージングを指令す
る。

そしてＤＣＦ５６では、ステージング指令により、主制
御部１３がＬＲｔＪアルゴリズムによりトラックバッフ
ァ１４の空！領域を１トラック分確保し、記憶アドレス
をハツシュテーブルにトラックアドレスと共に記憶する
と共に、その記憶アドレスをアドレスレジスタ１５に設
定し、転送制御部１６にステージング動作を起動させる
。

転送制御部１６は、信号線１１によりＤＩＲ５４からデ
ータアウト信号を受信したとき、データバス１０のデー
タをマルチプレクサ１７を経て例えば１バイトツつのパ
スレジスタ１８に受信し、信号線１２によって１バイト
のデータを受信したことを応答する。パスレジスタ１８
のデータを、トラックバッファ１４上のアドレスレジス
タ１５で指定される記憶領域〈書き込み、アドレスレジ
スタ１５に保持する記憶アドレスを＋１する。

この動作を婦り返して、データを逐次トラックバッファ
１４に書き込み、ＤＩＲ５４から信号＠１１によ）通知
されるトランス７アストツプ信号によシステージングの
書込み動作を終了する。

このようＫしてトラックバッファ１４には、ＤＡＳＤ５
５から読み出された１トラックのデータが、読み出され
た１まの順序で、第９図に示すように格納される。

図において、ＨＡは固定長の所定形式によりトラックの
先頭を示す情報であり、Ｒ０〜Ｃ，Ｒ，−Ｃ，Ｒ，−Ｃ
・・・は第Ｒレコードの識別情報部であって、各レコー
ドの先頭にありレコードの構成等を示す０又、Ｒａ　−
Ｄ　、Ｒｔ　−Ｄ　、　Ｒ意−Ｄ−はそれぞれ第Ｒレコ
ードのデータ部のデータで、Ｒ，−には＠Ｒレコードの
データ部のキーであって、その長さは識別情報部で指定
された可変長である。

識別情報部（Ｒｏ−Ｃなど）は固定長でありて、例えば
第１０図に示すように、識別情報部を示すフラグＦ１シ
リンダアドレスＣＣ，ヘッドアドレスＨＨルコードアド
レスＲ１キー長ＫＬ、データ長ＤＬからなる。

次にヒツトし九場合のトラックバッファ１４からの読出
し方法について説明する。

読出し指令において、要求のトラックがヒツトした場合
には、主制御部１３は、レコードアドレスを指定した読
出し指令をＤＩＲ５４から受信する。

読み出し指令のあったデータのレコードアドレスがＲ−
２であったとすると、主制御部１３は、指定のトラック
を記憶する先頭アドレスに先頭情報部ＨＡの固定長さを
加えたアドレスをアドレスレジスタ１５に設定して、ト
ラックバッファ１４から、先ずレコードアドレスＲ＝Ｏ
の識別情報部丸−Ｃを読み出す。

次いで、そのキー長ＫＬ＋データ長ＤＬをアドレスレジ
スタ１５に加えて得るアドレスによってレコードアドレ
スＲ＝１の識別情報部Ｒ１−Ｃを読み出し、前と同様に
そのキー長ＫＬおよびデータ長ＤＬを使って、レコード
アドレスＲ＝２の識別情報部Ｒ１−Ｃのアドレスを得、
このようＫして指定の第２レコードの記憶アドレスに到
達する。

従ってここでは、識別情報部を読み出す要求であればそ
のアドレスを、またデータ部のキーまたはデータの読出
し要求であればそのアドレスに識別情報部の固定長を加
えて得るデータ部の先頭アドレス、または更にキー長を
加えたアドレスをアドレスレジスタ１５に設定し、転送
制御部１６の転送動作を起動する。

転送制御部１６は、ＤＩＲ４から信号線１１に送られる
データアウト信号ごとにトラックバッファ１４からデー
タを読み出してデータバス１０に送出し、信号線１２に
データイン信号を上げて応答シ、アドレスレジスタ１５
のアドレスを＋１する動作を反復することにより、指定
のデータの読出しを行なう。読出し動作の終了はＤＩＲ
５４からのトランスファストップ信号による。

〔発明が解決しようとする問題点〕

しかしながら、以上の従来の制御方式によれば、あるル
コードにアクセスしようとすると、該レコードを含むト
ラックがトラックバッファ１４に保持されでいても、Ｄ
ＡＳＤ５５にアクセスする場合と同様、前述したように
第Ｏレコードから順番に識別情報を読み出して、レコー
ド長を認識した上でレコードをたどって順次目的のレコ
ードまでサーチしなければならないため、目的のレコー
ドに到達できないので、アクセス時間をより短縮するＫ
は限界があるという問題がある。

本発明は、バッファ上のデータの検索が単純化されアク
セス時間を著しく短縮することの可能なバッファ制御方
式を提供することを目的とする。

〔問題点を解決するための手段〕

第１図（ａ）　、　（ｂ）の発明の原理説明図に示すと
おり、本発明は、所定長の識別情報部１０１とこの識別
情報部に続くデータ部１０２とを有するレコードデータ
をディスクキャッシュ装置のバッファに保持し、読み出
し指令されたレコードデータをこのバッファから読み出
すようＫし九ものである。そして、レコードデータの書
込み時には、手順５０１　Ｋ示すとおりバッファ上の識
別情報部１０１とデータ部１０２とを区別する付加情報
１０３を予じめ決められた位置に付す。レコードデータ
の読み出し時には、手順５０２のように、）ラック先１
ｆｆＫおけるレコードの識別情報部１０１のアドレスを
求める。その後、手順５０３のように、読み出し指令さ
れたレコードの順位に対応した回数だけ、付加情報の付
されたアドレスを原次サーチする。最後に手順５０４の
ように、対応回数時に求められたアドレスに基づいて、
読み出し指令されたレコードのデータを検索する。

〔作用〕

ディスク上の各レコードデータをディスク中ヤッシュ装
置のバッファに書き込む際に、レコードデータの識別情
報部１０１とデータ部１０２とＫそれらを区別する付加
情報１０３を予じめ決められた位置に付して記憶する０
読み出しにあたっては、読み出し指令に係るｍ番目の職
別情報部１０１のアドレスがネオるまで、ｍ回だけ付加
情報１０３を順次にサーチし、ｍ回目に求められた付加
情報のアドレスに基づいて、読み出し指令のあったレコ
ードデータを貌み出す。このように予じめ決められた位
置に付加情報が記録されているため、従来のように、読
み出し指令されてい危いレコードの識別情報部からその
キー長あるいはデータ長を読み出して、いちいち次のレ
コードの識別情報部のアドレスを求めるといった手順を
取る必要がなく、順次付加情報をサーチするのみで目的
のレコードに到達出来、バッファ上のデータの検索が迅
速化される。

〔実施例〕

第２図〜第６図により本発明の詳細な説明する〇 （１）　　実施例の構成 第２図は本発明の一実施例によるディスク中ヤッシ島装
置（ＤＣＦ）１の構成例であシ、このＤＣＦｌは、第７
図に示すＤＣＦ５６と同様にＤＩＲ５４およびＤＡＳＤ
５５と接続されるものである。ＤＩＲ５４からステージ
ングの指定があったときには、ＤＣＦｌの主制御部２５
は、トラックバッファ２０の１トラック分の空き領域を
従来のＤＣＦ５６とほぼ同様に図示されないＬＲＵテー
ブルをサーチすることＫよシ確保しその先頭アドレスを
アドレスレジスタ１５にセットするようになっている。

また転送制御部２６は、信号線１１によりＤＩＲ５４か
らデータ（コマンドを含む）を送出する旨のデータアウ
ト信号を受信したとき主制御部２５を介し、データバス
１０のデータをマルチプレクサ１７を介してパスレジス
タ１８に転送し、その旨を信号線１２によって応答する
。例えばステージングのデータである場合、党別情報部
とデータ部とをｌバイトづつ順次に受取るとともにトラ
ックバッファ２０に対しデータ書込みが行なわれる。こ
のため、パスレジスタ１８に一旦記憶された様別情報部
とデータ部のデータは、アドレスレジスタ１５で指定さ
れるトラックバッファ２０のアドレスより始まる記憶領
域に１マルチプレクサ２８　、２９　。

トランク７７パツ７ア３０を介してレコード項に書込ま
れるようになっている。寸た、このとき、トラックバッ
ファ２０に書込まれる識別情報部とデータ部には、これ
らのデータを互いに識別するためのタグが付されるよう
Ｋなっており、このタグはデコーダ２７．転送制御部２
６を介して主制御部２５で識別される。そして、識別情
報部には付加情報「１」を、データ部には付加情報「０
」をそれぞれ付して識別できるようにしている。

一方、トラックバッファ２０からの読出しのときには、
アクセスのあったトラックに対応するトラックバッファ
２０のアドレスを求め、さらにトラックバッファ２０を
サーチして付加情報「１」のアドレスを求めることＫよ
り各レコードの識別情報部の先端アドレスあるいはこれ
に基づき各レコードのデータ部の先頭アドレスを求め、
これをアドレスレジスタ１５に設定した後、トラックバ
ッファ２０からマルチプレクサ２８，２９．）ランスフ
ァパッファ３０．マルチプレクサ３１．１７゜パスレジ
スタ１８．ドライバ３２を介して所望のデータをＤＩＲ
５４へ伝送するようになっている。

なお、読出し時には転送制御回路２６は読出しである旨
の職別（Ｒ）をトラックバッファ２０に対し出力するよ
うになっている。

（ＩＩ）　　実施例のデータフォーマット第３図（ａ）
はＤＡＳＤ５５上のデータフォーマット。

第３図（ｂ）はトラックバッファ２０上のデータフォー
マットを示している。第３図（ａ）　、　（ｂ）におい
て、先頭の識別情報部ＨＡは２８バイトのエリアをもっ
ている。また、第３図（ａ）においてＣは識別情報部、
Ｄはデータ部のデータ、Ｋはデータ部のキーを意味する
。各レコードの識別情報部Ｃも２８バイトのエリアをも
っている。これらの識別情報部Ｃ，デデ一部のデータＤ
、データ部のキーには、！３図（ｂ）に示すＤＣＦ’ｌ
　ノデータ７ｆ　　ｗツ）上ｆ識別情報部Ｒｎ−Ｃ，Ｒ
ｎ−Ｄ、Ｒｎ　−Ｋ　　Ｋ対応している。

（２）実施例の動作 このような構成のＤＣＦＩのバッファ制御方式の動作を
第４図および第５図のフローチャートを用いて説明する
。第４図はステージング時の処理流れを示すフローチャ
ート、第５図は読出し時の処理流れを示すフローチャー
トである。

（ＩＩＩ−■）　ステージング動作 第４図においてステップ８１〜Ｓ９は、ステージング開
始処理、ステップＳＩＯ〜Ｓ１４　、８１５〜Ｓ１８は
ステージング処理を示す０このステージング処理は、指
定のトラックがトラックバッファ四にステージングされ
ていないとき（ヒツトの状態でないとき）になされる。

ステップＳ１では、転送制御回路２６の図示されないデ
コーダによりパス１１よりのデータアウト信号がコマン
ドを送出する旨のデータであるコマンドゲートが１であ
るかを調べ、コマンドゲートの到来によりステップ８２
に進む。ステップＳ２ではこのコマンドゲート信号と同
期して送出されるデータバス１０のデータをレシーバ３
３およびマルチプレクサ１７を介してパスレジスタ１８
に受信セットされる。ステップＳ３では転送制御回路２
６によって主制御部２５にコマンドを受領した事を割込
みにより通知する。ステップＳ４では、この割込みＫよ
り通知を受けた主制御部２５はパスレジスタ１８のデー
タを取込み解析し、コマンド応答情報を転送制御回路２
６に送る。ステップＳ５では、パス１２上に送出するデ
ータイン信号のコマンドバリッドをセットする。ステッ
プＳ６では、ドライバ３４を介してコマンドバリッドを
示すデータイン信号をパス１２からＤＩＲ５４に応答す
る。

ステップ８７に進むと、主制御部２５はトラックバッフ
ァ２０に１トラック分の空き領域を求める。これは、ト
ラックバッファ２０上の使用状況を表すＬＲＵテーブル
を主制御部２５内に設け、このテーブルをサーチして空
き領域を求める。また、トラックバッファ２０の全領域
が使用されると、最も古いデータを消去し、その領域が
未使用となるよう上記テーブルを書き換えておく０この
場合、最も古いデータとは、いったんステージングされ
た後にヒツトされていないデータの中で最も古いデータ
を指し、ステージングの後にいったんヒツトされたデー
タは、ステージングされた順位は古くても新しいデータ
であるとしてデータの新旧の順位を書き換える。これも
主制御部２５内のテーブルにて行なうことができる。

ステップＳ８では、転送するブロック先頭アドレスをア
ドレスレジスタ１５にセットする。さらにステップＳ９
では、転送制御回路２６にステージング処理である旨の
傾１１（Ｗ）をセットする。

次いでステップＳ１０では、ステージタグがＸ８０（Ｃ
，に、Ｄフィールド）であるか否かを調べ、Ｘ８０のと
きには、パスレジスタ１８からのデータは先頭識別情報
部あるいは各レコードの識別情報部のデータとして認識
され、このデータに付加情報ｒｌＪを付してトラックバ
ッファ２０に書込むためステップＳｌｌ〜Ｓ１４に進む
。一方、ステップＳ１０においてステージタグがＸ８０
でなくＸ８１（キー）あるいはＸ８２（データ）のとき
には、パスレジスタ１８からのデータは各レコードのデ
ータ部のデータあるいはキーとして認識され、このデー
タに付加情報「０」を付してトラックバッファ加に書込
むためステップ８１５〜８１８に進む。

す表わちステップＳＩＱでＸ８０のときＫはステップＳ
ｌｌに進み、バイトカウンタをセットし、ステップＳ１
２に進む。ステップＳ１２において、パスレジスタ１８
からトランス７アバツフア３０に送られてくるデータが
４パイ）Ｋなったか否かを判定し、トランスバッファ３
０のデータが４バイトになるとステップＳ１３に進み、
識別情報部の４バイトデータに付加情報１を付してトラ
ックバッファ２０に書込む。次いでステップＳ１４では
バイトカウンタが０になったか否かを調べ、Ｏになった
ときに書込みが終了したと判断する。

一方、ステップＳＩＯでＸ８１あるいはＸ８２のときに
はステップＳ１５に進み、バイトカウンタをセットシ、
ステップＳ１６に進む。ステップ８１６において、ステ
ップＳ１２のようにトランスバッファ３０に送られたデ
ータが４バイトに々るとステップＳ１７に進み、データ
部の４バイトデータに付加情報０を付してトラックバッ
ファ２０に書込む。次いでステップ８１８ではバイトカ
ウンタが０になったか否かを調べ、Ｏになったときに書
込みが終了したと判断する。

このようにしてトラックバッファ２０には、第６図に示
すようにデータと付加情報とが書込まれる。第６図にお
いて付加情報が１となっているデータが識別情報部を意
味し、付加情報が０となっているデータがデータ部を意
味している。

即ち、トラックバッファ２０は第６図に示すように、メ
モリをブロック分割し、各ブロックの先頭に付加情報を
付加するように構成したものである０ 従って、トラックバッファ２０のサーチは後述するよう
に予じめ決められたメモリ内のブロックの先頭のみを順
次アドレス切替えしてサーチすることによってデータ部
とこの他の部分を高速に区別することが可能となってい
る。

（■−■）　ヒツト動作 次に１ヒツトと事前に判断されたときＫは、第５図の読
出し処理を行なう。＠５図においてトラックバッファ２
０に書込まれたデータを読出すときＫは、ステップＳ２
０−８２５　において書込み時のステップ８１〜Ｓ６と
同様の処理を行ない、次いでステップ８２６に進む。

ステップＳ２６ではアクセスのあったトラックに対応す
るトラックバッファ２０のアドレス（ブロックアドレス
）を主制御部２５内に設けられたバッジステーブルから
求める。次いでステップＳ２７では、コマンドがトラッ
ク先頭の識別情報部ＨＡあるいはｔ４０レコードの識別
情報部Ｒｅ−Ｃの読出し要求であると判断されたときに
ステップ８２８　Ｋ進む。ｆ４１０図にて押１明したよ
うにこれらの識別情報部は固定長、例えば２８バイトで
あるから、ステップ８２６でブロックアドレスを求めれ
ば、このアドレスに２８バイト加算することによか、転
送開始アドレスが求まる。

一方、ステップＳ２７においてコマンドがトラック先頭
の識別情報部ＨＡあるいは第０レコードの識別情報部Ｒ
ｅ　−Ｃの読出し要求でないときには、ステップ８２９
に進み、さらにコマンドが第ルコードの職別情報部Ｒ，
−Ｃ〜第ｎレコードの識別情報部Ｒｎ−Ｃのいずれかの
読出し要求であるか否かを判断する。第ルコードの識別
情報部Ｒ，−Ｃ〜ｆ’ｌｔｎレコードの識別情報部Ｒｎ
−Ｃのいずれかの読出し要求のときには、ステップ８３
０において、トラックバッファ２０をサーチして付加情
＠１のアドレスを求める。す々わち、ステップ８２８で
求め±第０レコード釦おける識別情報部Ｒｏ−Ｃのアド
レスに基づいて、トラックバッフ７２０上のサーチ開始
アドレスＹを、 Ｙ＝Ｒ６−Ｃ＋２８／４　　　　　　　　　　（１）か
ら求める。そして、このアドレスＹからサーチを開始し
、付加情報１のアドレスを求める。次いでステ、プＳ３
１では、コマンドにより指示された第ｍ番目のレコード
の識別情報部のアドレスであるか否かを調べる。第ｍレ
コードの識別情報部でないときにはステップＳ３２に進
み、上述の（１）式と同じ様にして求めたサーチ開始ア
ドレスからトラックバッファ２０を再びサーチして付加
情報１のアドレスを求め、ステップ８３２において第ｍ
レコードの識別情報部と判断されたときにステップ８３
５　Ｋ進む０このとき求められた付加情報１のアドレス
は主制御部２５０所定の領斌に記憶しておく。

また、ステップＳ２９において、コマンドが第ｎレコー
ドの職別情報部Ｒｎ−Ｃの読出し要求でもないときＫは
データ部のキーまたはデータの読出し要求であるのでス
テップＳ３３に進み、先にステ。

プ８３２で求めて記憶しておいたアドレスに、オフセッ
ト値、すなわち、第１０図のフ２グＦ、シリンダヘッド
アドレスＣＣｌヘッドアドレスＨＨ。

レコードＲをそれぞれ加算した値を加え、これＫよシキ
ーのアドレスを求めてキー長ＫＬをトラックバッファ２
０かも読出し、ステップ８３４において、読出した中−
長ＫＬからキーエリア／データエリアの先頭アドレスを
求めステップ８３５に進む。

ステップ８３５ではステップ８２８．ステップＳ３２゜
あるいはステップ８３４で求めたアドレスをアドレスレ
ジスタ１５にセットし、転送制御回路２６を駆動しステ
ップＳ３６において転送モードを上げ、ステップ８３７
でバイトカウントをセットし、次いでステップ８３８に
おいてトラックバッファ２０よりデータを読出し、マル
チプレクサ２８，２９．　トラククバッ７７３０．マル
チプレクサ３１．マルチプレクサ１７．バスレジスタ１
８．ドライバ３２を通してデータバスｌＯからＤ４Ｒ５
４へ転送する。

以上のように１読み出し指令されたレコードの順位に対
応した回数だけ付加情報１のアドレスを求めれば目的の
レコードを検索できるので、ヒツト時にＤＣＦ　１から
レコードデータを読み出すにあたり、従来のように各レ
コードのキー長やデータ長をいちいち読み取って屓々〈
目的のレコードを検索する場合に比べて検索時間が短縮
できる。

なお、本発明は磁気ディスク記憶装置に限らず光デイス
ク記憶装置等、他のディスク型記憶装置に適用できる。

〔発明の効果〕

以上に説明したように本発明によれば、バッファ上のデ
ータに付加情報を付し、この付加情報に基づいてデータ
の検索を行なうよう圧しているので、バッファ上のデー
タの検索が単純化されアクセス時間を著しく短縮し計算
機システムの処理効率を改善することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は発明の原理図である。 第２図は本発明の一実施例によるディスクキャッシュ装
置の構成図、第３図（ａ）　、　（ｂ）はそれぞれディ
スク上のデータフォーマット、トラックメモリ上のデー
タフォーマットを示す図、第４図はステージング時の処
理流れを示すフローチャート、第５図は読出し時の処理
流れを示す７ａ−チャート、第６図はトラックバッファ
に書き込まれた付加情報およびデータを示す図、第７図
は計１を機システムの一構成側のブロック図、＠８図は
従来のディスクキャッシュ装置の一構成図のブロック図
、第９図は従来のトラックバッファの記憶配置説明図、
第１Ｏ図は識別情報部の説明図である。 １　：　ＤＣＦ’　。 ２０ニドラツクバツフア。 ２５：主制御部。 ２６：転送制御回路。 １０１：識別情報部。 １０２：デー２部。 １０３　：付加情報。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 所定長の識別情報部（１０１）とこの識別情報部（１０
   １）に続くデータ部（１０２）とを有するレコードデー
   タをディスクキャッシュ装置のバッファに保持し、読み
   出し指令されたレコードデータをこのバッファから読み
   出すようにしたバッファ制御方式において、 レコードデータの書込み時には、前記バッファ上で識別
   情報部（１０１）とデータ部（１０２）とを区別する付
   加情報（１０３）を付し、 レコードデータの読み出し時には、トラック先頭におけ
   るレコードの識別情報部（１０１）を検索した後、読み
   出し指令されたレコードの順位に対応した回数だけいず
   れかの付加情報（１０３）の付されたアドレスを順次に
   求め、読み出し指令されたレコードのデータを検索する
   ことを特徴とするバッファ制御方式。