JPH01159746A - ディスクキャッシュ制御方式 - 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５図） 発明が解決しようとする問題点 問題点を解決するための手段（第１図）作用 実施例 （ａ）　　一実施例の説明（第２図、第３図、第４図）
（ｂ）　　他の実施例の説明 発明の効果 〔概　要〕 ディスク装置とキャッシュメモリとを有し、キャッシュ
メモリに存在するデータに対してはキャッシュメモリを
アクセスするようにしたディスクキャッシュ制御方式に
関し。

キャッシュメモリの使用効率を向上させ、ヒツト率を向
上させるとともに、キャッシュメモリの探索時間を短く
することを目的とし。

データを格納したディスクデバイスと、キャッシュメモ
リ部を有し、上位に接続され、且つ下位に該ディスクデ
バイスを接続したコントロ・−ラとを有し、上位からの
要求データが、該キャッシュメモリ部にある時は、該キ
ャッシュメモリ部をアクセスするディスクキャッシュ制
御方式において。

該コントローラに、該要求データのサイズを判定し、ア
クセスを制御する制御部を設け、該要求データのサイズ
が犬の場合は、該ディスクデバイスをアクセスするよう
にした。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、ディスク装置とキャッシュメモリとを有し、
キャッシュメモリに存在するデータに対してはキャッシ
ュメモリをアクセスするようにしたディスクキャッシュ
制御方式に関する。

近年のＣＰＵの性能の向上に伴い、ディスク装置に対す
るアクセスタイムがシステム性能に対するボトルネック
となってきている。

この対策として、キャッシュメモリを付加したディスク
・キャッシェ制御を採用することが一般的である。

ディスクキャッシュの動作原理は、ホストからの磁気デ
ィスク装置上のデータへのアクセスの偏シを利用して、
参照頻度の高いデータを磁気ディスク制御装置内に付加
されたキャッシュメモリに複写することにある。この複
写したデータへの再アクセスの際には、磁気ディスク上
のデータをアクセスする代わりに、キャッシュメモリか
らの直接転送によって高速アクセスを実現する。

キャッシュメモリ上のデータはＬ　ＲＵ　（Ｌｅａｓｔ
Ｒｅｃｅｎｔｌｙ　ＴＪｓｅｄ　）アルゴリズムにもと
づき入れ替えられる。したがって、その時点でアクセス
頻度の心、いデータがキャッシュメモリ上に保持される
０このデータへのホストからのアクセス要求に対しては
キャッシュメモリから転送でき、磁気ディスクのアクセ
スに伴うメカニカルな動作を不要とする。これによって
、Ｉ１０応答時間が短縮できるので、アクセス頻度が増
加しても、Ｉｌｏの応答時間はさほど増加しない。

このようなディスクキャッシュの性能は、全アクセス中
のリード率及びヒツト率（キャッシュメモリにデータが
存在する確率）によって大きく左右され、第５図（５）
の如くヒツト率が高い程性能はよく、逆にヒツト率がａ
％以下であると、ディスクへ直接アクセスする形式のも
のよシ性能が低下する。

このため、ディスクキャッシュの性能を向上しうる技術
が求められている。

〔従来の技術〕

第５図は従来技術の説明図である。

従来のディスクキャッシュ制御方式を第５図（Ｂ）（Ｑ
に示す。

図中、１はディスクデバイス、２はコントローラ、２ａ
はキャッシュメモリ部、３はＣＰＵ、４はメインメモリ
（主記憶）である。

データのリード時は、第５図（Ｂ）に示すように。

上位であるＣＰＵ３の要求するリードデータについてキ
ャッシュメモリ部２ａを探索し、ヒツト（データ存在）
、ミスヒツト（データネ存在）の判定を行い、ミスヒツ
トならディスクデバイス１から、ヒツトならキャッシュ
メモリ部２ａからデータを転送する。

又、ミスヒツトなら、キャッシュメモリ部２ａに新たに
領域を割シ付け、要求されたデータをディスクデバイス
１からキャッシュメモリ部２ａに転送格納しておく。

一方、データのライト時は、第５図（Ｑに示すように要
求されたライトデータの全てについてキャッシュメモリ
部２ａを探索し、ヒツト、ミスヒツトの判定を行い、ヒ
ツトならキャッシュメモリ部２ａのデータを更新し、ミ
スヒツトならディスクデバイス１のデータを更新する。

このミスヒツトの場合に、キャッシュメモリ部２ａにミ
スヒツトライトデータの格納域を新たに割り付は格納す
る方法もある。

〔発明が解決しようとする問題点〕

ところで、このようなディスクΦヤッシュ制御では、ラ
イト時はヒツト・ミスヒツトの判定時間分若干応答時間
がかか）、リードではミスヒツト時に判定時間分がオー
バーヘッドとなシ、前述の第５回置の如く、ヒツト率に
よって相対性能が変化する。

一般に、リード／ライトのアクセスサイズについては、
１〜数ブロツクを単位とする小さなサイズでのアクセス
が多いが１時には、５０ブロック以上の大きなサイズで
のアクセスが主にリードについて発生する。このような
大きなサイズのデータは、多くの場合オーバレイプログ
ラム・ＣＧパターンなどでアシ、−度リードされると以
降一定回数のアクセス中では再度リードされる可能性は
少ない。

このような再使用する確率の少ないデータをキャッシュ
メモリ部２ａに取シ込むと、キャッシュメモリ部２ａの
使用効率が低下してしまうばかシか、キャッシュメモリ
部２ａから以前格納されたデータを追出すことになシ、
ヒツト率低下の原因となるという問題があった。

又、大きなサイズのデータのヒツト・ミスヒツトの判定
には、多くの時間がかかシ且つ制御も複雑化するという
問題があった。例えば、第５図０に示すように、キャッ
シュの管理単位であるページに対し２図の斜線の如く、
データが格納されてお９２図のＷの範囲を指定してコマ
ンドが発行された場合には、リード時はｅ　　ａｔｂｔ
ｅのデータはキャッシュメモリ２ａからメインメモリ４
へ。

図のｃ、ｄのデータは、キャッシュメモリ２ａに領域を
獲得し、ディスクデバイス１からキャッシュメモリ２ａ
とメインメモリ４へ転送する。

同様にライト時は、ａ、ｂ、ｅのデータは、キャッシュ
メモリ部２ａとディスクデバイス１へ。

ｃ、ｄのデータはディスクデバイス１へのみ転送する。

この各ページがキャッシュメモリ部２ａの連続域に格納
されているとは限らないから、各ページ間でデータ転送
処理の切換えが必要となる他に。

ｃ、ｄのデータについては直接ディスクデバイス１とデ
ータの送受信を行うため、キャッシュ制御による効果は
生ぜず、ヒツト、はスヒットの判定時間＋切換え時間が
、そのままオーバーヘッドとなる。

更に、データ単位が大きくなシ、データを格納している
ページ数が増えるに従って、制御が複雑化し２判定のた
めによシ大きな時間がかかることになる。

本発明は、キャッシュメモリの使用効率を向上させ、ヒ
ツト率を向上させるとともに、キャッシュメモリの探索
時間を短くすることのできるディスクキャッシェ制御方
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図は本発明の原理説明図である。

図中、第５図で示したものと同一のものは同一の記号で
示してｌ）、２ｂは制御部でアシ、上位からの要求デー
タのサイズを判定し、アクセスを制御するものでアシ、
要求データのサイズが大の場合は、ディスクデバイス１
をアクセスし、小の時はキャッシュメモリ部２ａを探索
するものである０ 〔作　用〕 本発明では、大きなデータサイズでのアクセス（リード
／ライト又はリード、ライトのみ）については、キャッ
シュメそり部２ａにデータが存在しているか否かを無視
し、直接ディスクデバイス１をアクセスする。

これによって、キャッシュメモリ部２ａを探索しないの
で高速アクセスでき且つ探索制御も簡単化し、小サイズ
のデータの探索時間が短縮できる。

又、キャッシュメモリ部２ａに大きなサイズのデータが
格納されないので、使用効率が向上し。

ヒツト率を上げることができる０ 〔実施例〕 （ａ）　　一実施例の説明 第２図は本発明の一実施例構成図である。

図中、第１図及び第５図で示したものと同一のものは同
一の記号で示してあシ、２０はキャッシュメモリであり
、ＲＡＭ（ランダムアクセスメモリ）で構成され、４メ
ガバイト程度の容量を有するもの、２１はキャッシュコ
ントローラであり。

キャッシュメモリ２０のページ管理、探索処理等を行う
ものであシ、キャッシェメモリ２０とともにキャッシュ
メモリ部２ｂを構成する。

２２はシステムバスコントローラでアシ、システムバス
ＢＵＳに接続され、上位（ＣＰＵ）３やメインメモリ４
とコマンド、データのやりとシを行うもの、２３は入出
力コントローラ（ＩＯＣ）であり、ディスクデバイス１
と接続され、ディスクデバイス１との入出力制御をする
もの、２４ａｉｄＩ１０バｘで、ｊ＞、り、ｌ０Ｃ２３
，システムバスコントローラ２２及びキャッシュメモリ
２０を接続し、データのやりとシを行うもの、２４ｂは
ローカルバスであシ、制御部（ＭＰＵ）２ｂ、　システ
ムバスコントローラ２２．ｌ０Ｃ２３及びキャッシュコ
ントローラ２１を接続し、コマンド、データのやりとり
を行うものである。

制御部２ｂは、マイクロプロセッサ（ＭＰＵ）で構成さ
れ、上位からのコマンド解析処理、データサイズ判定処
理、コマンド実行処理等をプログラムの実行によって行
うものである。

又、ディスクデバイス１は単数又は複数の磁気ディスク
装置で構成されている。

第３図は本発明の一実施例処理フ四−図である。

■　ＣＰＵＩは、　　システムバスＢＵＳを介しコマン
ドを発行する。

バスＢＵＳ上のコマンドはシステムバスコントローラ２
２によシ受付けられ、ローカルバス２４ｂを介しＭＰＵ
２ｂに与えられる。

ＭＰＵ２ｂは、与えられたコマンドを解析し。

キャッシュ制御が必要なコマンド（Ｒｅａｄ／Ｗｒｉｔ
ｅ系）とそれ以外のコマンドとに分類する。

ＭＰ　Ｕ　２　ｂは、それ以外のコマンド（例えば。

センスコマンド等）なら、そのコマンドの起動実行を行
なう。

■　一方、キャッシュ制御か必要なリード／ライト系コ
マンドと判定すると、ＭＰＵ２ｂはコマンドに付随する
データ指定サイズをチエツクする。

ＭＰＵ２ｂはデータ指定サイズが一定値（例えば４ブロ
ツク）以下なら、データサイズ小として。

キャッシュメモリ２０の探索を行う。

このため、ＭＰＵ２ｂは、ローカルバス２４ｂを介しキ
ャッシュコント四−ラ２１に要求データブロックのヒツ
ト・ミスヒツトの判定を命じる。

キャッシュコントローラ２１は、要求データブロックが
キャッシュメモリ２０にあるか否かのヒツト・ミスヒツ
トの判定を行い１判定結果をローカルバス２４ｂを介し
ＭＰＵ２ｂに通知する。

■　ＭＰＵ２ｂは、ヒツトであれば、システムバスコン
トローラ２２とキャッシュコントローラ２１に転送起動
をかけ、工１０バス２４ａを介するコントローラ２２と
キャッシュメモリ２０の転送ルートを指示する。

従りて、リードであれば、キャッシュメモリ２０から要
求データがシステムバスコントローラ２２へ転送され、
更にシステムバスＢＵＳを介しメインメモリ４へ転送さ
れる。

一方、ライトであれば、メインメモリ４からシステムバ
スＢＵＳを介し与えられたライトデータがシステムバス
コントローラ２２からキャッシュメモリ２０へ転送され
、書込まれる。

■　一方、ＭＰＵ２ｂはミスヒツトであれば、コマンド
がリード系かライト系かを調べる。

リード系なら、キャッシュメモリ２０の領域獲得をキャ
ッシュコントローラ２１に指示し、更にｌ０Ｃ２３にデ
ィスクデバイス１のリード起動を命じる。

ソシて、システムパスコンドロー９２２．ｄｒヤッシェ
コントローラ２１を転送起動する。

従って、ディスクデバイス１はリード起動され。

リードデータは、ｌ０Ｃ２３よシＩ１０バス２４ａを介
しキャッシュメモリ２０に与えられ格納されるとともに
、　　システムバスコントローラ２２へ転送され、更に
システムバスＢＵＳよシメインメモリ４へ転送される。

■　ステップ■で、ＭＰＵ２ｂはデータサイズが所定値
以上であると判定すると、キャッシュメモリ２０を使用
しない制御をする。

又、ステップ■で、ライト系コマンドでミスヒツトと判
定すると同様の制御をする。

ＭＰＵｚｂは先づ、ローカルバス２４ｂを介しｌ０Ｃ２
３をリード又はライト；マント起動する。

これによって、ディスクデバイス１がリード又はライト
起動される。

■　ディスクデバイス１の準備が完了するまでの間、Ｍ
ＰＵ２ｂはコマンドがリード系であったかライト系であ
ったかを調べ、ライト系ならキャッシュコントローラ２
１にキャッシュメモリ２００当該要求データの探索を命
じる。

キャッシュコントローラ２１は、ヒツトしたと判定する
と、ヒツトしたエリアについてキャッシュメモリ２０か
らパージする。ミスヒツト又はリード系コマンドならパ
ージは行なわない。

そして、ＭＰＵ２ｂはローカルパス２４ｂよシシステム
バスコントローラ２２を起動し、Ｉ１０パス２４ａを介
する転送を指示する。

これによってライトなら、システムバスコントローラ２
２からＩ１０バス２２よりｌ０Ｃ２３にライトデータが
転送され、ディスクデバイス１に書込まれる。

一方、リードなら、ディスクデバイス１からのリードデ
ータがｌ０Ｃ２３よシＩ１０パス２２よシシステムバス
コントローラ２２へ転送され、システムバスＢＵ８よシ
メインメモリ４へ転送される０ 第４図は本発明の一実施例動作説明図であり。

第４図囚、（Ｂ）はリード時、第４図（Ｃ）　、　（Ｄ
ｉはライト時の動作である。

要求データサイズが小のリード動作は、第４図（５）に
示すように、キャッシュメモリ２ａの探索を行い、ヒツ
トならキャッシュメモリ２ａよりリードデータをメイン
メモリ４へ転送し、ミスヒツトならディスクデバイス１
をアクセスし、ディスクデバイス１のリードデータをメ
インメモリ４及びキャッシュメモリ２ａへ転送する。

これによって、キャッシュメモリを用いて高速アクセス
できる。

次に、要求データサイズが大のリード動作は。

第５図０に示すように、キャッシュメモリ２ａの探索、
新規のキャッシュメモリ２ａの領域側シ付けを行わずに
、ディスクデバイス１に対してコマンドを発行し、直接
ディスクデバイス１からリードし、メインメモリ４へ転
送する。

このことにより、全てのデータがヒツトした場合を除い
て、探索を行った場合よシ、よシ高速処理できる。

更に、探索制御が単純化でき、第４回置の処理をより高
速となる０ 又、要求データサイズが小のライト動作は、第５図（ｑ
に示すように、キャッシュメそす２ａを探索し、ヒツト
ならキャッシュメモリ２ａにメインメモリ４からライト
データを転送し、ミスヒツトならディスクデバイス１ヘ
メインメモリ４からライトデータを転送し、書込む。

一方、要求データサイズが大のライトについては、第５
図０に示すように、ディスクデバイス１に対し指定され
た全データのライトのコマンド起動後、キャッシュメモ
リ２ａの探索を行い、ヒツトしたエリアについてキャッ
シュメモリ２ａからパージを行い、ライトデータはメイ
ンメそり４からディスクデバイス１へ転送し、書込む。

ディスクデバイス１に対してコマンド起動後に探索を行
うので、キャッシュ制御が介在することによるオーバー
ヘッドは最小限に抑えることができる。

（ｂ）　　他の実施例の説明 上述の実施例において、要求データサイズが小でライト
の場合に、ヒツトである時は、キャッシュメモＩＪ　２
　ａに書込むようにしているが、キャッシュメモリ２ａ
とディスクデバイス１の両方に書込むようにしてもよい
。

又、゛要求データサイズを大と小に分類したが。

中を設け、中の場合でリード時には、第４図（５）のミ
スヒツトと同様にリードデータをメインメモリ４とキャ
ッシュメモリ２ａに転送するようにしてもよい。

更に、ディスクデバイスは磁気ディスクデバイスに限ら
ず光デイスクデバイス等の周知のファイルデバイスを用
いてもよく、ライトは従来通シ行い、リードのみ要求デ
ータサイズに応じたアクセス制御を行うようにしてもよ
い。

以上本発明を実施例により説明したが１本発明は本発明
の主旨に従い種々の変形が可能であり。

本発明からこれらを排除するものではない。

〔発明の効果〕

以上説明した様に２本発明によれば、データサイズの大
のとき、キャッシュメモリを用いずにディスクデバイス
をアクセスするので、第１にキャッシュメモリの有効な
活用が可能となシ、その結果としてヒツト率の向上が実
現できるという効果を奏し、第２に、キャッシュメモリ
の探索によるオーバーヘッドを最小限に抑えることがで
きるという効果を奏し、第３にキャッシュメモリの制御
が単純化できるため、よシ高速な探索ができるという効
果を奏する。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理説明図。 第２図は本発明の一実施例構成図。 第３図は本発明の一実施例処理フロー図。 第４図は本発明の一実施例動作説明図。 第５図は従来技術の説明図である。 ［＆、Ｉ中、１・・・ディスクデバイス。 ２・・・コントローラ。 ２ａ・・・キャッシュメモリ部。 ２ｂ・・・制御部。 ３・・・ＣＰＵ（上位）。 ４・・・メインメモリ。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 データを格納したディスクデバイス（１）と、キャッシ
   ュメモリ部（２ａ）を有し、上位に接続され、且つ下位
   に該ディスクデバイス（１）を接続したコントローラ（
   ２）とを有し、上位からの要求データが、該キャッシュ
   メモリ部（２ａ）にある時は、該キャッシュメモリ部（
   ２ａ）をアクセスするディスクキャッシュ制御方式にお
   いて、 該コントローラ（２）に、該要求データのサイズを判定
   し、アクセスを制御する制御部（２ｂ）を設け、該要求
   データのサイズが大の場合は、該ディスクデバイス（１
   ）をアクセスするようにしたことを特徴とするディスク
   キャッシュ制御方式。