JPH02210561A - ディスクキャッシュの管理方式 - 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】 （産業上の利用分野） 本発明は、ディスク装置に記憶されたデータを転記する
ディスクキャッシュの管理方式に関する。

（従来の技術） ディスクキャッシュ装置は、ホスト計算機の磁気ディス
ク装置に対するアクセス時間を短縮するため、ホスト計
算機と磁気ディスク装置との間に設けられるものである
。

第２図は、従来のディスクキャッシュ装置の構成を示す
ブロック図である。

ディスクキャッシュ装置１は、ホスト計算機４と磁気デ
ィスク装置５との間に設けられたディスク制御装置６に
接続されている。このディスクキャッシュ装置１は、キ
ャッシュメモリ２と、このキャッシュメモリ２を制御す
るディスクキャッシュ制御装置３とから成る。

キャッシュメモリ２は、磁気ディスク装置５に格納され
ているデータの一部の写しを記憶している。その記憶単
位は、磁気ディスク装置５のブロック、即ち、−括して
アクセスされる単位量のデータである。

ホスト計算機４からディスクアドレスを含むリード命令
が与えられると、ディスクキャッシュ制御装置３は、該
当ディスクアドレスを含むブロックの写しがキャッシュ
メモリ２内に存在するか否かを検索する。

存在している場合（以下、「ヒツト」という）、ディス
クキャッシュ制御装置３は、該データをキャッシュメモ
リ２から読出し、ホスト計算機４へ送る。

存在していない場合（以下、「ミスヒツト」という）、
ディスクキャッシュ制御装置３は、ディスク制御装置６
にその旨を伝える。これにより、ディスク制御装置６は
、該当ディスクアドレスを含むブロックのデータを磁気
ディスク装置５より読出し、ディスクキャッシュ装置１
へ送るとともに、当該ブロックの中からホスト計算機４
から要求のあったデータを取出してホスト計算機４へ送
る。そして、ディスクキャッシュ装置１は、送られてき
たデータをキャッシュメモリ２内の１つのブロックに割
当て格納する。

従来のディスクキャッシュ制御装置１では、上述の動作
を実行するに当たり、磁気ディスク装置５上のどこのブ
ロックのデータの写しがキャッシュメモリ２上に存在し
、それはキャッシュメモリ２のどこのアドレスに格納さ
れているかを管理するため、第３図に示すようなキャッ
シュメモリ２の管理テーブルを設けている。

第３図は、従来のディスクキャッシュの管理方式の説明
図である。

第３図において、磁気ディスク装置５は、前述したよう
に、ある大きさのブロックに分割して管理されている。

キャッシュメモリ２は、磁気ディスク装置５内のブロッ
クと同じ大きさに分割され、メモリアドレスＡ。′〜Ａ
ｎ′でアドレシングされている。

管理テーブル７は、キャッシュメモリ２の各ブロック毎
に対応して、それぞれＶビットとブロックアドレスとを
格納している。■ビットは、キャッシュメモリ２内に磁
気ディスク５上のデータの写しが存在しているか否かを
示すフラグ（存在している場合”　１　”　、そうでな
い場合”ｏ”）である。また、ブロックアドレスは、磁
気ディスク５上のデータの写しがキャッシュメモリ２内
に存在している場合に、該当ブロックの磁気ディスク装
置５上でのディスクアドレスの上位部分（第３図に示す
ディスクアドレス斜線部）を取出して格納したものであ
る。

今、ホスト計算機４より、あるブロック内のデータを読
出す要求があったとすると、ディスクキャッシュ制御装
置３は、該当ブロックがキャッシュメモリ２上に存在し
ているか否かを判定するために管理テーブル７の検索を
開始する。

第３図において、まず、管理テーブル７の先頭アドレス
Ａ。を参照する。そして、そのＶビットが１°°で、か
つ管理テーブル７内のブロックアドレスと要求されたデ
ータのディスクアドレスのブロック内アドレスを示す下
位の部分を除いた残りの部分が一致しているかを調べる
。その条件を満足していれば、ヒツトと判定する。ここ
で、ヒツトと判定した場合には、検索を終了し、キャッ
シュメモリ２からホスト計算機４へのデータ転送を開始
する。

一方、ヒツトしなかった場合には、管理テーブル７の次
のアドレスＡ１を参照する。以下、順次同様な操作を繰
り返し、管理テーブル７の最後のアドレスＡｎまで参照
してもヒツトしなかった場合には、ミスヒツトと判定す
るといった手順゛で、ヒツト及びミスヒツトの判定を行
なっていた。

（発明が解決しようとする課題） しかしながら、以上のようなディスクキャッシュの管理
方式においては、次のような問題点があった。

即ち、従来は、ホスト計算機４からデータを要求される
たびに管理テーブル７を検索してヒツトまたはミスヒツ
トを判定している。従って、要求されたデータが数ブロ
ツク以上のサイズの場合、または、必要なデータを含む
ブロックとディスクアドレス上でそれに続く数ブロック
を一度にキャッシュメモリ２上に格納するブリフェッチ
を行なう場合であっても、該当するブロック１個ごとに
管理テーブル７の検索を先頭から行なう必要があった。

そのため、ヒツトまたはミスヒツトを判定するために多
くの時間を費やし、ディスクキャッシュ装置の性能向上
に際しての大きなネックとなっていた。

本発明は以上の点に着目してなされたもので、ヒツトま
たはミスヒツトの判定に費やされる時間を減少させ、効
率的な検索を可能としたディスクキャッシュの管理方式
を提供することを目的とするものである。

（課題を解決するための手段） 本発明のディスクキャッシュの管理方式は、ディスクに
格納されたデータを多数のブロックに分割し、各ブロッ
クごとにキャッシュメモリにデータを転記し、当該キャ
ッシュメモリ上のデータを前記ブロックごとに、管理テ
ーブルに格納したブロックアドレスを用いて検索し管理
する場合において、前記多数のブロックのうち、前記ブ
ロックアドレスの上位ビットが等しい複数のブロックに
よりグループを構成し、前記ブロックアドレスの上位ビ
ットをグループアドレスとし、残りの下位ビットをグル
ープ内アドレスとしたとき、前記グループに含まれる複
数のブロックを連続的に検索するための検索管理情報保
存領域を設け、この検索管理情報保存領域には、前回検
索対象となったブロックのグループアドレスを保存する
グループアドレス保存部と、管理テーブルの検索時に作
成され、同一グループアドレスのブロックアドレスを格
納した管理テーブルアドレスと、そのグループ内アドレ
スとを対応づけ、かつ、すべてのグループ内アドレスに
ついて、管理テーブルアドレスが保存済か否かを識別す
る識別フラグとともに保存するヒツト判定テーブルと、
前回の検索により検索されなかった、前記管理テーブル
の残りの領域を表示する次検索管理テーブルアドレス保
存部とを設け、前回検索したブロックと今回検索するブ
ロックとが同一グループに含まれることを前記グループ
アドレス保存部を参照して認識し、今回検索するブロッ
クアドレスの管理テーブルアドレスが、前記ヒツト判定
テーブルに保存されている場合には、当該管理テーブル
アドレスをもちいて、前記キャッシュメモリを直接検索
し、今回検索するブロックアドレスの管理テーブルアド
レスが、前記ヒツト判定テーブルに保存されていない場
合には、前記次検索管理テーブルアドレス保存部を参照
して、前記管理テーブルの残りの領域を検索することを
特徴とするものである。

（作用） 以上の管理方式においては、前回検索されたグループア
ドレスと今回検索されるグループアドレスとが等しい場
合には、検索管理情報保存領域に保存された検索管理情
報のヒツト判定テーブルにより、今回検索対象となって
いるブロックのヒツトまたはミスヒツトが判定される。

そして、ヒツトしている場合は、そのブロックのキャッ
シュメモリ上のアドレスが検索管理情報保存領域から読
出される。その後、次検索管理テーブルアドレスにより
、管理テーブルの前回検索終了位置の次の管理テーブル
アドレス以降のみが順に検索される。従って、同じグル
ープアドレスのブロックに対するアクセスが連続する場
合には、管理テーブルの検索時間が減少する。

（実施例） 第１図は、本発明のディスクキャッシュの管理方式を適
用した装置の実施例を示す構成図である。

第１図の装置は、磁気ディスク５とキャッシュメモリ２
の外に、管理テーブル１１と、検索手段１２と、検索管
理情報保存領域１３とを備えている。

管理テーブル１１には、第３図の管理テーブル７と同様
のｖビットが設けられている。そして、■ビットが“１
゛のとき、即ち該当するキャッシュメモリ２のデータが
有効のときは、該当するキャッシュメモリ２上のデータ
が、磁気ディスク装置５上のどのブロックかを示すブロ
ックアドレスが格納されている。ここで、管理テーブル
１１上のこのブロックアドレスは、磁気ディスク装置５
のディスクアドレスからブロック内アドレスとなる下位
の部分を除いた残りである。

また、磁気ディスク５上の多数のブロックのうち、ブロ
ックアドレスの上位ビットが等しい連続するｉ個のブロ
ックにより、グループを構成する。

即ち、ブロックアドレスの上位ビットをグループアドレ
スとし、残りの下位ビットをグループ内アドレスとする
。このようなグループの数は、複数であってもよいし、
１つだけであってもよい。

グループの数が複数のときは、それぞれのグループアド
レスに、グループアドレスａ、グループアドレスｂ、・
・・という名称を付与する。そして、これにともなって
、それぞれのブロックアドレスを、ブロックアドレスａ
＋ｊ、ブロックアドレスｂ＋ｊ、・・・というように表
わす。ここに、ｊは、グループ内アドレスであり、該当
するブロックが、グループ内の連続するｉ個のブロック
のうちの何番目かを示すものである。このグループ内ア
ドレスｊは、０．１．・・・、ｉ−１のいずれかの値に
なる。

検索手段１２は、管理テーブル１１内のブロックアドレ
スを、今回検索対象となっているブロックアドレスと逐
次比較し、検索するものである。

検索管理情報保存領域１３は、同一グループに含まれる
複数のブロックを連続的に検索するための検索管理情報
を保存するための領域である。この検索管理情報保存領
域１３は、管理テーブル１１を記憶する記憶装置と同様
の記憶装置に記憶されている。

検索管理情報保存領域１３には、グループアドレス保存
部３１と、ヒツト判定テーブル３３と、次検索管理テー
ブルアドレス保存部３２とが設けられている。

グループアドレス保存部３１には、前回検索対象となっ
ていたブロックのグループアドレスが保存される。

ヒツト判定テーブル３３は、管理テーブル１１の検索時
に作成されるものであり、同一グループアドレスのブロ
ックアドレスを格納した管理テーブルアドレスを保存す
る管理テーブルアドレス保存部３４を備えている。管理
テーブルアドレス保存部３４は、同一グループ内のブロ
ック数ｉの管理テーブルアドレスを保存する。各管理テ
ーブルアドレスは、グループ内アドレスｊ＝ｏ、１゜・
・・、ｉ−１と対応づけられている。そして、グループ
内アドレスｊ＝ｏ、１．・・・、ｉ−１に対応して、管
理テーブルアドレス３４が保存済みか否かを識別する識
別フラグ３５が保存されている。

この識別フラグ３５は、前回検索対象となっていたグル
ープに属するブロックがキャッシュメモリ２上に存在し
たか否かを示すものである。即ち、存在した場合には、
１′′が記憶され、存在しない場合及びまだ検索されて
いない場合には、“Ｏ゛が記憶される。

次検索管理テーブルアドレス保存部３２には、前回検索
を終了した位置の次の管理テーブルアドレスが保存され
る。これにより、前回の検索により検索されなかった、
管理テーブル１１の残りの領域が表示される。

以上の検索管理情報により、次のような手順で、磁気デ
ィスク装置５とキャッシュメモリ２との管理が行なわれ
る。

即ち、磁気ディスク装置５のアクセスに伴う、管理テー
ブルの検索時は、まず、前回検索したブロックと今回検
索するブロックとが同一グループに含まれることが、グ
ループアドレス保存部３１を参照して認識される。

次に、今回検索するブロックアドレスの管理テーブルア
ドレスが、ヒツト判定テーブル３３に保存されているか
否かが判断される。この判断は、グループ内アドレスに
対応した識別フラグ３５が“１°′か“０゛かを判断す
ることにより行なわれる。今回検索するブロックアドレ
スの管理テーブルアドレスがヒツト判定テーブル３３に
保存されている場合には、管理テーブルアドレス保存部
３４に保存された管理テーブルアドレスを用いて、キャ
ッシュメモリ２が直接検索される。これにより、管理テ
ーブル１１の検索時間を省くことができる。

一方、今回検索するブロックアドレスの管理テーブルア
ドレスがヒツト判定テーブル３３に保存されていない場
合には、次検索管理テーブルアドレス保存部３２を参照
して、前回の検索により検索されなかった、管理テーブ
ル１１の残りの領域だけが検索される。このようにされ
るのは、今回検索するブロックアドレスの管理テーブル
アドレスがヒツト判定テーブル３３に保存されていない
のであれば、前回の検索により検索された、管理テーブ
ル１１の領域に、今回検索するブロックアドレスが存在
しないことが明らかだからである。このようにして、管
理テーブル１１の検索時間を短縮することができる。

次に、上述した装置の動作を説明する。

今、第２図に示すディスクキャッシュ装置１が、ホスト
計算機４から、磁気ディスク装置５に対するアクセス命
令を受けたとする。このアクセス命令は、例えば、磁気
ディスク装置５上のブロックアドレスｃ＋２のブロック
に含まれるデータをアクセスするためのディスクアドレ
スを指定したものであるとする。そうすると、まず、次
の動作が行なわれる。

■今回検索対象グループアドレスと前回検索対象グルー
プアドレスとが比較される。

即ち、ディスクキャッシュ制御装置１は、まず、対象と
なるデータのグループ単位のアドレス、即ちグループア
ドレスＣと、検索管理情報保存領域１３のグループアド
レス保存部３１に保存された前回検索対象グループアド
レスとを比較する。そして、この比較の結果、双方のア
ドレスが等しくない場合には、次の動作が行なわれる。

■今回検索対象グループアドレスが保存される。

即ち、ディスクキャッシュ制御装置１は、グループアド
レスＣを検索管理情報保存領域１３のグループアドレス
保存部３１に保存する。そして、次の動作が行なわれる
。

■今回検索対象であるブロックアドレスについて、管理
テーブル１１の検索が開始される。

即ち、管理テーブル１１の先頭アドレスＡ。から順にｖ
ビットが１°°にされている項目について、管理テーブ
ル１１内に格納されているブロックアドレスを、ブロッ
クアドレスｃ＋２が見つかるまで検索していく。この検
索の過程において、管理テーブル１１のアドレスＡ１で
、ブロックアドレスＣ＋２と同じグループに含まれるブ
ロックアドレスｃ＋３が格納されているのを見付けたと
する。そうすると、次の動作が行なわれる。

■ヒツト判定テーブル３３の該当ビットが“１°′に設
定される。

即ち、ヒツト判定テーブル３３の識別フラグ３５のグル
ープ内アドレス３に対応するビットが′“１′°とされ
る。尚、ヒツト判定テーブル３３のビットは、初期値は
すべてＯとなっている。そして、次の動作が行なわれる
。

■管理テーブル１１の該当テーブルアドレスが退避され
る。

即ち、ヒツト判定チー′プル３３の管理テーブルアドレ
ス保存部３４のグループ内アドレス３に対応する場所に
管理テーブル１１の管理テーブルアドレスＡＩが退避さ
れる。その後、管理テーブル１１の管理テーブルアドレ
スＡ＋＋＋から順に検索が再開される。

そしで、管理テーブル１１の管理テーブルアドレスＡｍ
の内容がブロックアドレスｃ＋２であることを見付けた
場合、即ちヒツトした場合には、グループ内アドレス２
に対応する識別フラグ３５及び管理テーブルアドレス保
存部３４の場所に、上述した■のビット設定と、■のア
ドレス退避とがそれぞれ行なわれる。そして、次の動作
が行なわれる。

■ヒツトした管理テーブルアドレスの次の管理テーブル
アドレスが退避される。

即ち、次検索管理テーブルアドレス保存部３２にヒツト
時の次のアドレスＡｍ＋１が退避され、管理テーブル１
１の検索が終了される。

これに対し、管理テーブル１１を最後まで検索しても、
ブロックアドレスｃ＋２を格納した項目が見つからなか
った場合、即ち、ミスヒツトの場合は、ディスクキャッ
シュ制御装置１は、ディスク制御装置６に対して磁気デ
ィスク装置５のシーク動作を開始させるよう、指示を出
す。この場合、次検索管理テーブルアドレス保存部３２
には、管理テーブル１１を最後まで検索した旨が記憶さ
れる。

ヒツトした場合に、その旨をホスト計算機４に通知する
と、ホスト計算機４は先にアクセス命令で指示したディ
スクアドレスを先頭とするデータのリードまたはライト
を要求する。その要求がリードの要求である場合は、デ
ィスクキャッシュ制御装置１は、必要なデータをキャッ
シュメモリ２から読出してホスト計算機４に送る。

一方、その要求がライトの要求である場合は、該当する
キャッシュメモリ２上のすべての領域を無効化するか、
または書き換える。

このような場合、リードまたはライトの対象となるデー
タが先に検索したブロック内に収まっておらず、次以降
の数ブロック分にまたがっている場合がある。このよう
な場合には、ブロックまたがりのデータを構成するすべ
てのブロックのヒツトまたはミスヒツトを判定する必要
がある。そのため、このときは改めてディスクアドレス
ｃ＋３．ｃ＋４．・・・を管理テーブル１１から検索す
ることになる。

前述した第１図に示す例では、ブロックアドレスｃ＋２
を検索した時点では、すでにブロックアドレスｃ＋３が
管理テーブル１１内に存在していることが見つかってい
る。これは、検索管理情報保存領域１３のヒツト判定テ
ーブル３３内のビットが°゛１°°か°゛０°゛かを判
定すれば、瞬時にして知ることができる。

また、この時点では、ブロックアドレスｃ＋４が管理テ
ーブル１１内に存在しているか否かの判定はできないが
、少なくとも管理テーブルアドレス八〇からＡ。の間に
存在しないのは明らかであるため、検索管理情報保存領
域１３の次検索管理テーブルアドレス３２のアドレスＡ
Ｉ、、＋１を読出し、管理テーブル１１のこのアドレス
Ａ　ｆｆｉ＋　１以降を検索する。

また、アクセス命令で指定されたディスクアドレスがミ
スヒツトした場合には、次検索管理テーブルアドレス３
２には、その旨が記憶されている。この場合、前回検索
対象であったグループアドレスのグループ内のすべての
ブロックについて検索が終了している。この結果は、前
述の場合と同様に、検索管理情報保存領域１３に保存さ
れている。■の比較において、今回検索対象グループア
ドレスが前回検索対象グループアドレス３１と等しい場
合には、検索管理情報保存領域１３のヒツト判定テーブ
ル３３のみにより管理テーブル１１の検索を行なうこと
ができ、管理テーブル１１を検索することは、全く必要
ない。

さらに、リード時にホスト計算機４から読出しを指示さ
れたデータに加えて、磁気ディスク装置Ｓ上で連続する
次の数ブロック分のデータの写しをキャッシュメモリ２
上に格納するブリフェッチを行なう場合にも、同様の操
作を行なえば良い。

即ち、既にキャッシュメモリ２上に格納されているブロ
ックが存在するか否かを調べるときに、検索管理情報保
存領域１３のヒツト判定テーブル３３を使用して管理テ
ーブル１１の先頭からの検索を省略することができる。

このように上述した何れの場合にも、管理テーブル１１
を検索する対象となるブロックが同一グループ内に収ま
っていれば、管理テーブル１１を１回最初から最後まで
検索するだけでよい。

また、■の比較、■のアドレス退避、■のビット設定、
■のアドレス退避及び■のアドレス退避の合計の動作時
間は、管理テーブル１１を最初から最後まで検索する時
間に比べて極めて小さいものである。

さらに、本発明の方式によれば、ブロックまたがｑのデ
ータがアクセスされる場合だけでなく、同一グループ内
でのアクセスが連続して行なわれる場合にも、前述と同
様に管理テーブル１１の検索を省略することができる。

さらにまた、ディスクキャッシュ装置１に、複数の磁気
ディスク装置が接続される場合にも、磁気ディスク装置
の台数分だけ検索管理情報保存領域１３を設けるように
すれば、前述と同様の効果が得られる。

本発明のディスクキャッシュの管理方式は、以上の実施
例に限定されない。

即ち、本発明は、磁気ディスク装置及びキャッシュメモ
リ内の隣接したブロックをグループにまとめて、同一グ
ループ内のブロックの管理情報を検索管理情報保存領域
１３に保存しておき、同一グループ内のアクセスが連続
した場合に、管理テーブル１１の検索を省略するもので
ある。従って、検索管理情報保存領域１３内の情報は、
管理テーブル１１の代用となるようなものであってもよ
い。例えば、検索管理情報保存領域１３の管理テーブル
アドレス保存部３４を設ける代わりに、キャッシュメモ
リ２のメモリアドレスを直接保存するようにしても差し
支え無い。

（発明の効果） 以上の構成の本発明のディスクキャッシュの管理方式は
、キャッシュメモリの管理テーブルの検索を近接した複
数ブロック分同時に行ない、その結果を保存しておき、
次回の検索に用いるようにしたので、次のような効果が
ある。

即ち、ホスト計算機からデータ・ブロックのサイズより
大きいサイズのデータのアクセスの要求があった場合や
、データのブリフェッチを行なう場合に、管理テーブル
の検索時間、即ちヒツトまたはミスヒツトを判定する時
間を大幅に短縮することができる。

また、近接したブロックに含まれるデータのアクセスが
連続した場合にも、管理テーブルの検索時間を大幅に短
縮することができる。

以上の結果、ディスクのアクセス時間の大幅な短縮を図
ることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のディスクキャッシュの管理方式を適用
した装置の構成図、第２図は従来のディスクキャッシュ
装置の構成図、第３図は従来のディスクキャッシュの管
理方式を適用した装置の構成図である。 ｌ・・・ディスクキャッシュ装置、 ２・・・キャッシュメモリ、 ３・・・ディスクキャッシュ制御装置、４・・・ホスト
計算機、５・・・磁気ディスク装置、６・・・ディスク
制御装置、 ７．１１・・・管理テーブル、１２・・・検索手段、１
３・・・保存領域。 特許出願人　沖電気工業株式会社

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ディスクに格納されたデータを多数のブロックに分割し
   、 各ブロックごとにキャッシュメモリにデータを転記し、 当該キャッシュメモリ上のデータを前記ブロックごとに
   、管理テーブルに格納したブロックアドレスを用いて検
   索し管理する場合において、前記多数のブロックのうち
   、前記ブロックアドレスの上位ビットが等しい複数のブ
   ロックによりグループを構成し、 前記ブロックアドレスの上位ビットをグループアドレス
   とし、残りの下位ビットをグループ内アドレスとしたと
   き、 前記グループに含まれる複数のブロックを連続的に検索
   するための検索管理情報保存領域を設け、 この検索管理情報保存領域には、 前回検索対象となったブロックのグループアドレスを保
   存するグループアドレス保存部と、 管理テーブルの検索時に作成され、同一グループアドレ
   スのブロックアドレスを格納した管理テーブルアドレス
   と、そのグループ内アドレスとを対応づけ、かつ、すべ
   てのグループ内アドレスについて、管理テーブルアドレ
   スが保存済か否かを識別する識別フラグとともに保存す
   るヒット判定テーブルと、 前回の検索により検索されなかった、前記管理テーブル
   の残りの領域を表示する次検索管理テーブルアドレス保
   存部とを設け、 前回検索したブロックと今回検索するブロックとが同一
   グループに含まれることを前記グループアドレス保存部
   を参照して認識し、 今回検索するブロックアドレスの管理テーブルアドレス
   が、前記ヒット判定テーブルに保存されている場合には
   、当該管理テーブルアドレスをもちいて、前記キャッシ
   ュメモリを直接検索し、今回検索するブロックアドレス
   の管理テーブルアドレスが、前記ヒット判定テーブルに
   保存されていない場合には、前記次検索管理テーブルア
   ドレス保存部を参照して、前記管理テーブルの残りの領
   域を検索することを特徴とするディスクキャッシュの管
   理方式。