JPH03164844A - キャッシュ付ディスク制御装置の障害処理方法 - 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１ 本発明は、キャッシュ付ディスク制御装置およびその障
害処理方法に係り、特に、ホストコンピュータのディス
クに対する書き込みデータをキャッシュ内に一時保留し
、ホストコンピュータのディスクに対する書き込み動作
とは非同期にキャッシュからディスクに対して、纏め書
き動作を行うディスク制御装置のキャッシュ障害処理方
法に関するものである。

〔従来の技術］ 磁気ディスク等の大容量の補助記憶装置には、大容量の
データが１ボリユームに格納される。そのために、ｌボ
リュームｌｉｔ位時間当たりのアクセス回数が増大し、
かつ、アクセスがｌボリュームに集中する傾向も強くな
る。

しかし、磁気ディスクのアクセス時間は、数十ｍｓであ
り、ＣＰＵの動作時間や主記憶装置のアクセス時間（数
百ｎｓ）に比べて大きなギャップがあり、システムとし
ての処理効率を低下させる原因となっていた。

ディスクキャッシュシステムは、この間ボを解決するた
めに磁気ディスク制御装置内に半導体メモリ（以下キャ
ッシュメモリと記載）を置き、アクセス頻度の高いデー
タだけを大容量の補助記憶装置から取り出し、キャッシ
ュメモリ上に格納し、このキャッシュメモリ上のデータ
にアクセスして処理を実行することにより、システムの
実行性能を高めるものである。

すなわち、キャッシュ付きディスク制御装置は。

頻繁にアクセスされるトラックをキャッシュメモリ上に
保持しておき、それがアクセスされた場合には、ディス
クの物理トラックまでアクセスに行かずに、キャッシュ
メモリＪ−からデータを読み出すことにより、データの
アクセス速度の向上を図っている。この結果、プログラ
ムやデータを何ら修正せずに、システムの応答時間とス
ループットを向上することが出来る。

さらに、キャッシュ付きディスク制御装置は、キャッシ
ュメモリの障害発生を検出する機能を有している。

従来のキャッシュ付ディスク制御装置は、キャッシュメ
モリの障害が発生した場合には、特開昭６０−７９４４
７号公報に記載のように、キャッシュ障害を検知すると
、キャッシュメモリ全体を切り離し、キャッシュメモリ
１ユに格納されていたデータは、全て捨てていた。

〔発明が解決しようとする課笛〕

特開昭６０−７９４４７号公報に記載のキャッシュ障害
処理方法は、キャッシュメモリ上にディスクドライブと
同一のデータを格納しておき、リード動作時のみに利用
するシステムの場合には、有効である。

しかし、ライト動作においてもキャッシュメモリを利用
するシステムにおいては、利用することは出来なかった
。

すなわち、ホストコンピュータからの書き込みデータを
ディスクドライブには書き込まず、−時、キャッシュメ
モリ上に書き込み、ディスクドライブのデータとは一致
しない未反映トラックとして保留しておき、ホストコン
ピュータの書き込み動作と非同期にキャッシュメモリか
らディスクドライブに対して、この未反映トラックのデ
ータを纏め書きするような動作を持つキャッシュ付きデ
ィスク制御装置では、データの保全上、キャッシュ上の
データを捨てることは出来ない。

そのため、このような、ライト（書き込み）動作をキャ
ッシュメモリで行うディスク制御装置では、データの保
全上、未反映トラックをドライブへ非同期に書き込む場
合には、キャッシュメ千りのバツクアップメモリを用意
して、キャッシュ上の未反映トラックデータを２重化し
ている。

そうすることにより、キャッシュメモリ障害時には、バ
ックアップメモリから、その逆の場合には、キャッシュ
メモリから１重化となった未反映トラックをディスクド
ライブに書き込むことを行う。

これらの未反映トラックの書き込み動作は、ディスクド
ライブを占有して行う必要がある。

この時、片系（−重化）となったメモリ上にある全ての
未反映トラックを、ディスクドライブの物理トラックへ
書き込むまでディスクドライブを占有することを行うと
、上位システムからのディスクドライブに対するリード
／ライト要求がディスクドライブのロック待ちのために
、長時間実行不能となり、ディスクサブシステムの可用
性向上の観点から問題であった。

本発明の目的は、これら従来技術の課題を解決し、キャ
ッシュの障害時にディスクドライブを占有することなく
、キャッシュ上の未反映データのディスクドライブへの
占き込みを可能とし、システムの信頼性と可用性を向上
させるキャッシュ付きディスク制御装置およびその障害
処理方法を提供することである。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するため、本発明のキャッシュ付きディ
スク制御装置およびその障害処理方法は、（１）キャッ
シュ付きディスク制御装置の障害処理方法において、キ
ャッシュメモリ、もしくは、バックアップメモリのいず
れか一方のメモリに、リード／ライト動作が不可能な障
害があることを検知するメモリ障害検知のステップと、
キャッシュメモリとバックアップメモリのトラック上の
データがディスクドライブの当該物理トラック上に未だ
書き込まれておらず、このディスクドライブのトラック
がキャッシュメモリとバックアップメモリのトラックと
同一内容でない未反映トラックであるか否かを判定する
未反映トラック判定のステップを含み、ホストコンピュ
ータからディスクドライブのトラックを対象としたリー
ド／ライト命令が入力された時に、障害検知ステップで
、キャッシュメモリ、もしくは、バックアップメモリの
いずれか一方の障害を検知した場合、未反映トラックを
判定するステップで、対象トラックの内容が未反映トラ
ックであると判定した時には、キャッシュメモリとバッ
クアップメモリの正常な方のメモリに存在するトラック
を、ディスクドライブの当該物理トラックに書き込み、
このディスクドライブへの書き込み動作の終了後に、ホ
ストコンピュータからのリード／ライト命令を、書き込
み動作を終了したディスクドライブの当該物理トラック
に対して実行することを特徴とする。

また、（２）上記（１）に記載のキャッシュ付ディスク
制御装置の障害処理方法において、障害を検知するステ
ップで、キャッシュメモリ、もしくは、バックアップメ
モリの一方がリード／ライト不可能であることを検知し
た場合には、ホストコンピュータからのリード／ライト
命令の入力に関わらず、未反映トラックを判定するステ
ップで、キャッシュメモリとバックアップメモリのトラ
ックがディスクドライブのトラックと異なると判定した
未反映トラックを、ディスクドライブへ書き込むことを
特徴とする。

また、（３）上記（１）に記載のキャッシュ付ディスク
ルＪ御装置の障害処理方法において、ホストコンピュー
タからのリード／ライト命令の対象となった正常なメモ
リ上の未反映トラックを、■トラック単位で複数分ロッ
グするトラックロックのステップと、該未反映トラック
を書き込むディスクドライブを、ディスクドライブ単位
でロックするドライブロックのステップを含み、上記（
１）および上記（２）に記載の未反映トラックを検出し
てディスクドライブへ書き込む動作の開始から完了まで
の期間、この動作の対象となるトラックのロック、およ
び、ディスクドライブのロックをトラックロックのステ
ップとドライブロックのステップを行なうことにより確
保し、このディスクドライブへのさき込み動作完了後に
トラックとディスクドライブのロックを開放することを
特徴とする。

また、（４）上記（１）および（２）に記載のキャッシ
ュ付ディスク制御装置の障害処理方法において、未反映
トラックを検出してディスクドライブへ書き込む動作を
制御するｌ［ａ列実行制御のステップを含み、この並列
実行制御のステップを実行することにより、上記（３）
におけるトラックロックのステップとドライブロックの
ステップにより確保された上記（＋）と上記（２）のト
ラックとディスクドライブのロックが各々競合しないと
判断した場合には、上記（１）と上記（２）に記載の動
作を並列に実行し、各々競合すると判断した場合には、
上記（１）記載の動作におけるロック取得を優先するこ
とを特徴とする。

また、（５）上記（１）に記載のキャッシュ付ディスク
制御装置の障害処理方法において、接続された複数のデ
ィスクドライブには、キャッシュメモリおよびバックア
ップメモリ上に未反映トラックの存在を許可することを
示す未反映トラック許可情報を付与し、この未反映トラ
ック許可情報を持つディスクドライブのみに、上記（１
）と上記（２）に記載の動作を実行することを特徴とす
る。

また、（６）Ｊ―記（３）に記載のキャッシュイ・１デ
イスク制御装置の障害処理方法において、バックアップ
メモリが正常な場合には、トラックロックのステップで
は、バックアップメモリ上の未反映トラックの当該ディ
スクドライブ上の物理トラックへの書き込み時には、デ
ィスクドライブ単位のロックを行い、このディスクドラ
イブ単位のロックのみを取り実行することを特徴とする
。

さらに、（７）上記（１）に記載のキャッシュ付ディス
ク制御装置の障害処理方法において、ホストコンピュー
タからのリード／ライト命令の対象である正常な方のメ
モリ上の未反映トラックに対する命令の実行を、ディス
クドライブ上の物理コマンドではなく、正常なメモリ上
でのみ行うことを特徴とする。

また、（８）上記（７）に記載のキャッシュ付ディスク
制御装置の障害処理方法において、ホストコンピュータ
からの更新命令の対象である正常な方のメモリ上の未反
映トラックに対する更新命令の実行を正常なメモリ上で
行なった後、この更新命令が実行された未反映トラック
を当該するディスクドライブの物理トラックにｆｌＦき
込むことを特徴とする。

そして、（９）本発明のキャッシュ付きディスク制御装
置は、上記（１）から上記（８）のいずれか１つに記載
のキャッシュ付ディスク制御装置の障害処理方法を用い
ることを特徴とする。

〔作用Ｊ 本発明において、キャッシュ付ディスク制御装置は、未
反映トラックのデータを格納するキャッシュまたはバッ
グアップメモリのうちの片方が、なんらかの原因でリー
ド／ライト不能となり、これらのメモリが片系になった
場合には、以下の処理を行なう。

上位システムから、あるディスクドライブのトラックに
対して発行されたリード／ライト要求に対し、当該トラ
ックが正常な方のメモリ上に存在し、かつ、それが未反
映トラックか否かを判定する。

未反映トラックである場合には、正常な方のメモリ上の
当該トラックのデータを当該ディスクドライブ上の対応
する物理トラックに、（Ｆき込んだ後、引き続き」ユ位
システムから要求されたリード／ライト要求をＹ１該物
理トラックに対して実行する。

また、上位システムからリード／ライト要求が来ないト
ラックについては、正常なメモリ上に／ｊ在する未反映
トラックを自１：、的に探索して、対応するディスクド
ライブ上の該当する物理トラック上に書き込む。そして
、この物理トラック上へのさき込みのために白１ミ的に
ロックを取る未反映トラックの本数を可変とする。

さらに、上位システムから、あるディスクドライブのト
ラックに対して発行されたリード／ライト要求に対して
の処理のためのロック要求と、上位システムからリード
／ライト要求が来ないトラックに対する処理のためのロ
ック要求とが競合した場合には、上位システムから要求
された処理のロック取得を優先させ、上位システムから
の処理要求が長時間待たされることを防ぐ。

これにより、上位システムからのリード／ライト要求を
処理しつつ、−重化状態になった未反映トラックを安全
にディスクドライブに書き込むことが出来る。

〔実施例〕

以下本発明の実施例を、図面により詳細に説明する。

第１図は、本発明を施したキャッシュディスクサブシス
テムの一実施例を示すブロック構成図である。

ホストコンピュータ１００、チャネル制御装置１０１、
ディスク制御装置１０２、ディスクドライブ１１０，１
２０から構成される。

そして、ディスク制御装置１０２は、２つのプロセッサ
１０３と１０４を内蔵し、各プロセッサ１０３．１０４
は、それぞれ、チャネル制御装置＋０１と、ディスクド
ライブ（以下ドライブと記載）１１０，１２０とに接続
される。

また、それぞれのプロセッサ１０３，１０４は、プロセ
ッサ間排他のためのロック機構１０７、キャッシュメモ
リ１０６、および、キャッシュメモリ１０６の管理情報
を格納するキャッシュディレクトリ１０５、キャッシュ
のバックアップメモリ１０９、バックアップメモリ１０
９の管理情報を格納するディレクトリ１０８、そして、
キャッシュメモリ＋０６とバックアップメモリ１０９と
ドライブの状態を反映するＦｔｌｌ　Ｗメモリ１８７と
に接続されている。

このような構成により、ディスク制御装置１０２は、キ
ャッシュメモリ＋０６、もしくは、バックアップメモリ
１０９のどちらか一方に障害が発生した場合、正常な方
のメモリ上に格納されている未反映データを有する未反
映トラックをドライブ１１０，１２０に戻し、その後、
キャッシュへの書込制御を行わず、ホストコンピュータ
１００とドライブ１１０％　１２０との直接のアクセス
を行う。

ディスク制御装置１０２のさらに詳しい動作説明は、以
下に示された第２図〜第９図におけるテーブルの説明後
に行う。

第２図は、第１図の制御メモリ内に格納されている各ス
テータスを示すテーブル構成図である。

このテーブル内には、第１図におけるドライブ１１０、
】２０の状態を示すドライブステータステーブル１８７
０と、同じく第１図におけるキャッシュメモリ１０６の
状態を示すキャッシュ状態テーブル１８８０．バックア
ップメモリ１０９の状態を示すバックアップメモリ状態
テーブル１８９０がある。

また、ドライブステータステーブル１８７０は、以下の
項目を有している。

ドライブ１１０．１２０（第１図参照）等を識別するド
ライブ番％　１８７１と、ドライブ１１０゜１２０（第
１図参照）の状態の見直しの必要性を示す見直しフラグ
１８７２　（ｒｏ」　：見直し不要、「ｌ」　：見直し
要）、そして、ドライブ１１Ｏ。

１２０（第１図参照）のアクセスの可能性を示すアクセ
スレベル１８７３　（ｒＯＪ　　：アクセス禁止、「ｌ
」　ニスルーアクセスモード；キャッシュメモリを介さ
ずホストコンピュータとドライブ間でデータの処理を行
う、「２」　：キャッシュリード可、「３」　：キャッ
シュリード／ライト可）、さらに、ドライブ１１０，１
２０（第１図参照）のリカバリ動作状況を示すリカバリ
ステータス１８７４　　（第３図に後述）、そして、ド
ライブ１１０，１２０（第１図参照）のロック状態を示
す物理ロック１８７５（ｒＯＪ　　：未ロック、「ｌ」
　：ロック中）と論理ロック＋８７６（ｒＯＪ　　：未
ロック、「ｌ」　：ロック中）、さらに、ドライブ１１
０，１２０（第１図参照）に未反映レコードがあるか否
かを示す反映未完了１８７７　（ｒｏＪ　ニドライブに
未反映デ−ド無、「ｌ」　ニドライブに未反映デ−ド有
）から構成されている。

第１図のキャッシュメモリ１０６の状態を示すキャッシ
ュ状態テーブル１８８０と、バックアップメモリ１０９
（第１図参照）の状態を示すバックアップメモリ状態テ
ーブル１８９０は、どちらも「ＯＪ　「ｌ」　「２」　
「３」の値を取り、それぞれ、アクセス可（正常）、ア
クセス不可（保守オフ）、アクセス不可（論理障害）、
アクセス不可（メモリ障害）を表す。

第３図は、第２図におけるドライブステータスのリカバ
リステータスの構成内寄を示すテーブル構成図である。

キャッシュデステージ中およびリードスルー状態１８７
４１．キャッシュデステージ中およびリードヒツト回状
！１８７４２、バックアップメモリデステージ中状態１
８７４３、そして、キュー更新可否状態１８７４４から
構成され、各状態は、第２図のキャッシュ状態テーブル
１８８０とバックアップメモリ状態テーブル１８９０の
値により決定される。

キャッシュデステージ中およびリードスルー状＠１８７
４１に「ｌ」が設定されている場合は、未反映レコード
をキャッシュメモリ１０６（第１図参照）から当該ドラ
イブに書き込みつつ、ホストコンピュータ２００（第１
図参照）からの当該ドライブに対するアクセス要求に対
しては、当該ドライブ上の物理トラックをアクセス（以
下スルーアクセスと記載）すべきことを表す。

キャッシュデステージ中およびリードヒツト回状＠＋８
７４２がｒｌＪに設定されている場合は、未反映レコー
ドをキャッシュメモリ１０６　（第１図参照）からソ１
該ドライブに書き込みつつ、ホストコンピュータ１００
（第１図参照）からの当該ドライブに対しては、キャッ
シュメモリ＋０６　（第１図参照）上に存在しないスロ
ット（ドライブのトラックに相当する）に対する読み出
しと、ドライブへの任意のトラックに対する書き込み要
求に対しては、スルーアクセスを行う。さらに、キャッ
シュメモリ１０６（第１図参照）上に有るスロットに対
する読み出し要求に対しては、キャッシュメモリ１０６
（第１図参照）上のデータをアクセスすべきことを表す
。

バックアップメモリデステージ中状ａ１８７４３に「１
」が設定されている場合は、未反映レコードをバックア
ップメモリ１０９（第１図参照）から当該ドライブに書
き込みつつ、ホストコンピュータ１００（第１図参照）
からの当該ドライブに対するアクセス要求に対してはス
ルーアクセスを行うべきことを表す。

キュー更新可否状＠１８７４４に「１」が設定されてい
る場合は、キャッシュディレクトリ１０５（第１図参照
）内の空きスロットキュー（まだレコードが記録されて
おらず、特定のドライブ／トラックと接続されていない
スロットを示す）が論理障害により不正となっている恐
れがあり、キューの操作（ドライブへ書き込み終了した
スロットに対応するスロットｊｕｌ　ｔＢブロックを、
空きキューへ戻すこと）を行うべきでないことを示す。

第４図は、第３図のリカバリステータスの状態の決定条
件を示すマトリクス図である。

リカバリステータス１８７４の状態は、第２図における
キャッシュ状１’１ｌ１８８０のコードの値と、バック
アップメモリ状態１８９０のコードの値の組み合わせに
応じて決まる。そして、４＃Ｉの情報で表され、その内
容は、第３図における説明通りである。

例えば、キャッシュ状態１８８０が「０」でアクセス可
（正常）であり、バックアップメモリ状態１８９０が「
３」でアクセス付加（メモリ障害）の場合には、リカバ
リステータス１８７４は、「０１００」となり、第３図
におけるキャッシュデステージ中およびリードヒツト可
状態＋８７４２がｒｌ」に設定されている状態となる。

また、キャッシュ状ｆｉ１８８０が「３」アクセス不ｊ
＝ｆ　（メモリ障害）の場合は、リカバリステータス１
８７４は、ｒｏｏＩ＊Ｊとなり、バックアップメモリデ
ステージ中状態ｌ８７４３にｒｌ」が設定されている場
合となる。尚、「＊」は、ｄｏｎ’　ｔ　ｃａｒｅの意
味で、「０」および「ｌ」のどちらがきても構わないこ
とを意味する。すなわち、キャッシュメモリがメモリ障
害を起こしている場合には、バックアップメモリがメモ
リ障害を起こしていないかぎり（バックアップメモリ状
１１１１８９０が「３」でない場合）、バックアップメ
モリデステージの処理を行なう。

特別な場合として、キャッシュメモリ１０６（第１図参
照）とバックアップメモリ１０９（第１図参照）が共に
メモリ障害で、未反映レコードをドライブ１１０，１２
０（第１図参照）に書き込む二とが不可能な場合には、
リカバリステータス１８７４をｒｌ　１１１Ｊに設定す
る。

第５図は、第２図におけるアクセスレベルの状態の決定
条件を示すマトリクス図である。

第２図におけるキャッシュ状！＠１８８０のコードの値
とバックアップメモリ状ｆｉ１８９０のコードの値との
組み合わせに応じて決まる。

例えば、キャッシュメモリ状ａｔｓｓｏが「２」でアク
セス不可（論理障害）であり、バックアップメモリ状態
１８９０が「ｌ」でアクセス可（正常）の場合には、ア
クセスレベルは「１」となり、スルーアクセスモードと
なる。さらに、キャッシュメモリ状態１８８０とバック
アップメモリ状態１８９０が、共に「３ノでアクセス不
可（メモリ障害）の場合には、アクセスレベルはｒＱＪ
となり、アクセス禁止状態となる。

第６図は、第１図におけるキャッシュディレクトリとキ
ャッシュメモＩＪ　　および、バックアップメモリディ
レクトリとバックアップメモリの格納内容を示すテーブ
ル構成図である。

キャッシュディレクトリ１０５内には、第１図のドライ
ブ＋１０のトラック表１０５１と、ドライブ＋２０のト
ラック表１０５２、そして、スロットＲ，ＩＪ御ブロッ
ク３５０〜３５４がある。

トラック表１０５１のトラック（ＴＲＩ）は、ポインタ
によりスロット制御ブロック３５０と、トラック（ＴＲ
ｎ）は、スロット制御ブロック３５１につながっている
。また、スロット制御ブロック３５２は、トラック表１
０５２のトラック−（ＴＲ１）につながっている。

スロット■制御ブロック３５３．３５４は、未だトラッ
ク表１０５１，１０５２と接続されておらず、キャッシ
ュ動作状況に応じ、空きスロットキュー３２０を介して
トラック表１０５１、または、１０５２に接続される。

さらに、スロット制御ブロック３５０〜３５４は、ポイ
ンタによりキャッシュメモリ１０６の各当該スロットに
接続される。例えば、スロット制御ブロック３５０は、
スロット１０６１に、スロット制御ブロック３５１は、
スロット１０６３に、スロット制御ブロック３５２は、
スロット１０６２に、さらに、スロット制御ブロック３
５３はスロット＋０６４．スロット制御ブロック３５４
はスロット１０６５に接続される。

スロット１０６１の斜線部分のレコード（Ｒ１）は、ま
だ、ドライブ１１０，１２０（第１図参照）に転送され
ていないことを示し、スロット１０６１が未反映スロッ
トであることを示す。同様に、スロット１０６２も未反
映スロットである。

スロット１０６３は、全てのレコードがドライブ１１０
，１２０（第１図参照）に転送済みであり、ドライブ１
１０，１２０（第１図参照）のデータと、キャッシュメ
モリ１０６上のデータが一致していることを示す反映済
みスロットである。

尚、未反映スロット、および、反映済スロットをさらに
詳しく説明する。

未反映スロットは、第１図において、キャッシュメモリ
１０６上のスロットに格納されているデータと、それに
対応するドライブ１１０，１２０上の物理トラック上の
データとが、一致していないスロットのことである。こ
れに対して、キャッシュメモリｌ　Ｏｆ；　Ｊ−のスロ
・ソトに格納されているデータと、それに対応するドラ
イブ１１０，１２０上の物理トラック］−のデータとが
一致しているスロットを反映済スロットと呼ぶ。

スロット１Ｏ６４、ｔ　０６５ハ、　何モーａキ込＊れ
ていない空きスロットであり、新たなデータのキャッシ
ュ処理が発生した場合に使用される。

バックアップメモリディレクトリ１０８内にも同様に、
トラック表１０８１．１０８２と、スロット制御ブロッ
クに相当するセグメント制御プロラグ３５５〜３５７、
空きセグメントキュー３３０があり、バックアップメモ
リ１０９には、セグメント１０９２〜１０９４．空きセ
グメント１０９５．１０９６があり、それぞれ、ポイン
タにより接続されている。

尚、バックアップメモリ１０９のセグメントには、キャ
ッシュメモリ！０６の未反映スロットのみを登録してあ
り、当然、全てのデータは、ドライブ１１０．１２０の
データと一致していない。

第７図は、第６図におけるトラック表１０５１の登録内
容を示すテーブル構成図である。

第１図のドライブ１１０と各トラックを識別するドライ
ブ番号１０５１１とトラックアドレス１Ｏ５１２、そし
て、第６図におけるスロット制御ブロック３５０〜３５
２へのポインタ１０５１３から構成されている。

スロット制御ブロックポインタ１０５１３がＮＵＬＬで
あれば、スロット制御ブロック３５０へのポインタがア
ロケートされておらず、ミスとなり、制御部１０２は、
スルーアクセスを行う。

スロット制御ブロックポインタ１０５１３がＮＵＬＬで
なければ、スロット制御ブロック３５０へのポインタが
アロケートされており（これをトラックヒツトと呼ぶ）
、ディスク制御装置１０２は、スロット制御ブロック３
５０の内容を読む動作を行う。

尚、このテーブル構成図は、第６図におけるトラック表
１０５２．１０８１，１０８２においても同様な構成と
なっている。

第８図は、第に図におけるスロット制御ブロックの登録
内容を示すテーブル構成図である。

スロット制御フロック３５０は、スロットロックステー
タス３５０１と、スロットデータステータス３５０２、
そして、キャッシュメモリへのポインタ３５０３から構
成されている。

スロットロックステータス３５０１は、第１図における
キャッシュ１０６とチャネル制御装置１０１間のデータ
転送と、キャッシュ１０６とドライブ１１０間のデータ
転送を、第６図のスロット１０６１〜１０６３に関して
、プロセッサ間排他するためのものである。ｌの場合は
、プロセッサが当該スロットをロック中であることを示
し、０の場合は、ロック中でないことを示す。

スロットデータステータス３５ｏ２は、第２図のアクセ
スレベル１８７３の値が３の場合で、アクセス要求がラ
イト、そして、指定レコードがキャッシュ上でヒツト（
ライトヒツト）した場合に、プロセッサ１０３に確認さ
れ、当該スロットが未反映スロットか、反映済スロット
かを表す。

第９図は、第６図におけるセグメント制御ブロックの登
録内容を示すテーブル構成図である。

セグメント制御ブロック３５５は、バックアップメモリ
ポインタ３５５１と、次セグメント制卿ブロックポイン
タ３５５２とから構成される。

バックアップメモリポインタ３５５１により。

第６図において、トラック表１０８１のトラック（ＴＲ
Ｉ）は、バックアップメモリ１０９のセグメント１０９
２に接続される。また、同様に第６図において、セグメ
ント制御ブロック３５６は、バックアップメモリポイン
タにより、セグメント１０９３に接続され、また１次セ
グメント制御ブロックポインタ３５５２と同じ機能を有
するポインタにより、セグメント制御ブロック３５７に
接続され、さらに、セグメント制御ブロック３５７は、
バックアップメモリポインタにより、セグメント１０９
４に接続される。このようにして、第９図に示されたセ
グメント制御ブロックにより、第６図におけるトラック
表１０８１と１０８２が、バヅ々７・ツブメモリ１０９
の各セグメントに接続される。

以下、第２１文１〜第９図に示されたテーブルに基づき
、第１図におけるディスク制御装置１０２の動作を詳、
１１１１に説明する。

まず、第１図において、キャッシュメモリとバックアッ
プメモリが正常に動作している場合のディスク制御装置
の動作を説明する。

ディスク制御装置１０２内のプロセッサ１０３が、チャ
ネル制置装置１０！を介してホストコンピュータ１００
からのアクセス要求を受は取ると、プロセッサ１０３は
、この要求を解読し、どのドライブに対するアクセス要
求かを認識する。

ここでは、ドライブ１１０のトラック（１）のレコード
（１）に対する書き込み要求とする。この場合、プロセ
ッサ＋０３は、ロック機構＋０７に対して、信号線１２
６を介し、制御メモリ１８７の更新のためのロック要求
を出す。

ロック機構１０７は、プロセッサ１０３とプロセッサ１
０４が、制御メモリ１８７やキャッシュディレクトリ１
０５、ディレクトリ１０８を排辿的に更新するための排
他制御をハード的に行う一種のアービタ回路として実現
される。

ロック機構１０７から、信号線１２６を介して制御メモ
リ１８７に対するロック取得成功の応省が入ると、プロ
セッサ＋０３は、制御メモリ１８７内のドライブステー
タステーブル１８７０（第２図参ＩＫＯの当該ドライブ
の論理ロック１８７６（第２図参！１（０にｒＩＪ　を
セットして、その状態をロック中にする。

そのあと、ロック機構１０７に制御メモリ１８７のロッ
ク開放を指示する。

ここで、第２図の論理ロック１８７６は、キャッシュ上
のデータをアクセスする場合のドライブに関するプロセ
ッサ間排他用のロックである。

続いて、ディスク制御装置１０２は、第２図のドライブ
ステータステーブル１８７０の当該ドライブのアクセス
レベル＋５７３（第２図参照）を判定する。

第２図のアクセスレベル１８７３の値は「０」〜「３」
の値で表され、その内容は、リカバリステータス＋８７
４（ｍ２図参照）の値がオールゼロ（ｒｏｏｏｏＪ）の
ときに、チャネル制御装置＋０１から受は取るドライブ
に対するアクセス要求の処理を、どのように行うべきか
を規定するものである。すなわち、アクセスレベルがｒ
ＱＪの時は、当該ドライブはアクセス禁ＩＬであり、エ
ラーをチャネル制御装置１０１に返す。

第２図のアクセスレベル１８７３が、非ゼロの時は、以
下の処理を行う。

ディスク制御装置１０２は、チャネル制御装置１０１か
らコマンドを受は取り、プロセッサ１０３がコマンドを
解読し、リード／ライトの区別（ここでは、ライトコマ
ンドとする）と、アクセス対象トラック番号（ＴＲＩ）
、および、レコード番号（Ｒ１）を認識する。

ここで、第２図のアクセスレベル１８７３の値が「１」
ならば、当該ドライブのドライブステータステーブル１
８７０（第２図参照）の物理ロック１８７５（第２図参
照）にｒｌＪをセットし、物理ロック１８７５（第２図
参照）を確保する。

第２図の物理ロック１８７５は、ドライブ上のデータを
アクセスする場合のドライブに関するプロセッサ間排他
用のロックである。

その後、当該ドライブの物理トラック上の指定レコード
を直接アクセスする。すなわちスルーアクセスする。

一方、第２図におけるアクセスレベル１８７３が「２」
、または、「３」の場合には、プロセッサ＋０３は、キ
ャッシュディレクトリ１０５内のドライブ１１０用のト
ラック表１０５１（第６図、第７図参照）を検索し、ト
ラック（ＴＲＩ）に対するキャッシュスロット１０６１
（第６図参照）が既にキャッシュメモリ１０６上にアロ
ケートされているかどうかを判定する。

具体的には、第７図におけるトラック表１０５１のトラ
ックアドレス１０５１２（ＴＲＩ）のスロット制御ブロ
ックポインタ１０５１３にスロット制御ブロック３５０
（第６図、第８図参照）へのポインタがアロケートされ
ているか否かを調べる。

＋３がＮＵ＋、■、でなければ、スロット制御ブロック
３５０（第６図参照）へのポインタがアロケートされて
おり、これをトラックヒツトと呼ぶ。

ここでは、ヒツトしたものとする。

この場合、プロセッサ＋０３は、第８図のスロット制御
ブロック３５０内のスロットロックステータス３５０１
を判定し、当該スロットを他のプロセッサがロック中（
この時スロットロックステータス３５０Ｉは「ＩＪ）が
否かを判定する。

ここで、第８図におけるスロットロックステータス３５
０１は、キャッシュメモリ１０６とチャネル制御装置１
０１間のデータ転送、および、キャッシュメモリ１０６
とドライブ１１０ｉ１Ｊのデータ転送のために、第６図
における各スロット１０６１．１０６３に関してプロセ
ッサ間排他するためのロックである。

ここでは、当該スロットを他プロセツサがロック中でな
い（第８図におけるスロットロックステータス３５０１
はｒＯＪ）ものとする。

スロット制御ブロック３５０のスロットロックステータ
ス３５０１を「ｌ」に、すなわち、「ロック中」に書き
替える。続いて、プロセッサ１０３は、第６図において
、スロット制御ブロック３５０からキャッシュメモリ１
０６内のデータ格納エリアにあるスロット１０６１に対
して張られたキャッシュポインタ３５０３（第８図参照
）を読み出して、当該スロット１０６１上におけるレコ
ード（Ｒ１）の格納位置をサーチする。

さて、第２図におけるアクセスレベル１８７３の値が「
２」の場合、アクセス要求がリードならば、ヒツトした
キャッシュ上のレコードを読み出してチャネル制御装置
ｌｏｔに転送し、アクセス要求がリードで、かつ、指定
レコードがキャッシュ上でミスした場合と、アクセス要
求がライトの場合には、スルーアクセスを行う。

スルーアクセス後は、未だ使用されていない（すなわち
、第６図におけるトラック表１０５１．１０５２等にリ
ンクされていない）キャッシュ上の空きスロット１０６
４、＋０６５（第６図参照）をポイントするスロット制
御ブロックを、１つのキューに集めたキャッシュディレ
クトリ＋０５内の空きスロットキュー３２０（第６図参
照）から、空きスロットの制御ブロックを１つ、例えば
、空きスロット制御ブロック３５３を取り出し、スルー
アクセスを行った当該トラックのデータをドライブ１１
０からキャッシュメモリ１０６上の空きスロット＋０６
４ヘロードする。

一方、第２図のアクセスレベル１８７３の値が［３」の
場合で、かつ、ホストコンピュータ１００からのアクセ
ス要求がライトで、指定レコードがキャッシュメモリ＋
０６上でヒツトした場合（ライトヒツト）には、次の処
理を行う。

プロセッサ１０３は、ヒツトしたスロット制御ブロック
３５０（第８図参照）のスロットデータステータス３５
０２（第８図参照）を調べ、それが「！」、すなわち未
反映スロットであることを知る。

未反映スロットにライトヒツトした場合、第６図におけ
るバックアップメモリ１０９のディレクトリ１０８の同
一ドライブのトラック表１０８１を調べ、セグメント制
御ブロック３５５へのポインタを得て、第９図における
セグメント制御ブロック３５５のバックアップメモリポ
インタ３５５１により、当該スロットのバックアップメ
モリ１０９１のデータ格納位置を得る。

一方、反映済スロットにライトヒツトした場合には、バ
ックアップメモリ１０９に、キャッシュメモリ１０６へ
の古き込みデータを格納するメモリエリアとして、空き
セグメントキュー３３０（第６図参照）から必要最小限
の個数のセグメント制御ブロック３５８．３５９（第６
図参照）を取り出し、取り出し順にセグメント制御ブロ
ックの次のセグメント制御ブロックポインタ３５３２　
（第９図参照）でリンクさせて、バックアップメモリデ
ィレクトリ１０８上の当該セグメント１０９５．１０９
６（第６図参照）にリンクする。

これらの処理のあと、プロセッサ１０３は、チャネル制
御袋［１０１に対し、ホストコンピュータ１００からの
書き込みレコードデータの転送を要求する。そして、プ
ロセッサ１０３は、ホストコンピュータ＋００からのレ
コードａき込みデータを、チャネル制御装置１０１を介
して、キャッシュスロット＋０６１（第６図参照）上の
レコード（Ｉｔ＋）のフィールド、および、バックアッ
プメモリ＋０９のスロット１０９２（第６図参照）上の
レコード（Ｒ１）のフィールドに、同時に転送する。

さらに、プロセッサ１０３は、キャッシュディレクトリ
１０５上の当該スロット制御ブロック３５０のスロット
データステータス３５０２　（第８図参照）にｒｌＪを
設定する。

そして、キャッシュメモリ１０６およびバックアップメ
モリ１０９へのレコード（Ｒ１）データの転送が終了し
た時点で、チャネル制御装置１０１に対してドライブ１
１０へのデータ書き込み終了の報告を返す。

この結果、ライトヒツトの場合には、書き込みデータは
、キャッシュメモリ１０６およびバックアップメモリ１
０９条に未反映スロットとして二重に保留される。

このような未反映スロットがディスク制御装置１０２内
に、ある本数部ると、チャネル制御装置１０１からのア
クセス要求を処理していない任意のプロセッサ（例えば
、プロセッサ１０４）が、当該するドライブ１１０，１
２０に、複数トラック分纏めて書き込み、バックアップ
メモリ１０９のセグメント制御ブロック３５５〜３５７
（第６図参照）を空きスロットキュー３３０（第６図参
照）に戻す。これを纏め書き動作と呼ぶ。

以上が、正常時におけるディスク０１ｆｉａ装ｆｉ？１
０２の動作説明である。

さて、以上の動作を行うディスク制御装置クｔ。

２において、キャッシュメモリ１０６、または、バック
アップメモリ１０９のいずれかがアクセス不能の障害と
なると、ディスク制御装ｆａ１０２内において、未反映
スロットが一重化の状態となり、データの保全上好まし
くない。

そのため、この様な状態では、障害処理として、−重化
状態となった未反映スロットをドライブ１ｌＯ１１２０
の対応する物理トラックに書き出す必要がある。

以下、メモリの障害発生時におけるディスク制御装置＋
０２の動作説明を行う。

第１０図は、第１図におけるディスク制御装置の処理動
作を示すフローチャートである。

ステップ１０００，１００１％　１００：ｌ、上述した
正常時の処理におけるチャネル制御装置１０１からのア
クセス要求の受は付けと、それに対する当該ドライブ１
１０、ｌ　２０　（２１５１１１１１照）１７）論理ロ
ック確保処理である。

ステップｔｏｏｌで、もし論理ロックが離係出来なけれ
ば、デバイスとジー待ちとして、チャネルｆｆ／Ｊ御装
置１０１にリトライ要求を返す（ステップｌ　Ｏｌ　７
）。

論理ロックが確保できたならば（ステップ１００２）、
続いて、ドライブステータステーブル１８７０（第２図
参照）の見直しフラグ１８７２　（第２図参照）がセッ
トされているが否かを調べ（ステップｔｏ０３）、セッ
トされていれば、２１該ドライブについてリカバリステ
ータスとアクセスレベルの見直しを行う（ステップ＋０
０４）。

ここで、リカバリステータスとアクセスレベルの見直し
処理（ステップ１００４）の詳細を第１１図に示し、そ
の説明を行う。

第１１図は、第１図におけるディスク制御装置のリカバ
リステータスとアクセスレベルの見直し処理動作を示す
フローチャートである。

まず、制御メモリ１８７（第１．２図参照）中のキャッ
シュ状ｆｉ１８８０（第２図参照）とバックアップメモ
リ状態１８９０（第２図参照）のステータスを、また、
ドライブステータステーブル１８７０（第２図参照）か
らアクセス対象ドライブに関する反映未完了フラグ１８
７７（第２図参照）を読み出す（ステップ５０００）。

ここで、キャッシュ状６１８８０（第２図参照）のステ
ータスコードが［０」の場合、正常アクセス可能、「ｌ
」の場合、保守のための閉鎖によりアクセス不可、「２
」の場合、ディレクトリ情報゛の論理障害によりアクセ
ス不可、［３」の場合、メモリのハード障害によりアク
セス不可であることを意味する。

バックアップメモリ状態１８９０（第２図参照）に１ｙ
１シても同様である。

尚、ディレクトリ情報の論理障害とは、例えば、プロセ
ッサ障害等で、１）ＩＩ述した第６図におけるキャッシ
ュディレクトリ内の空きスロットキュー３２０の操作が
完結出来なかった場合等に対応するものである。

次に、ドライブの反映未完了フラグ１８７７（第２図参
照）がｒｌ」の場合、当該ドライブのキャッシュメモリ
上、または、バックアップメモリ上の未反映レコードデ
ータがドライブに未書き込みである可能性があることを
意味している。

ドライブの反映未完了フラグがｒＱＪの場合、当該ドラ
イブのキャッシュメモリ上、または、バックアップメモ
リ［−には、当該ドライブの未反映レコードデータが、
存在しないことを意味する。

さて、反映未完了フラグ＋８７７（第２１７１参照）が
「１」の場合、第４図に示した決定表に従い。

当該ドライブのリカバリステータス１８７４　　（第２
図参照）を決定する（ステップ５００２）。さらに、第
５図に示した決定表に従い、′！５該ドラドライブクセ
スレベル１８７３（第２図参照）を決定する（ステップ
５００３）。

このようにして、リカバリレベル、または、アクセスレ
ベルを決定した後、当該ドライブの見直しフラグをオフ
する（ステップ５００４）。

以上がリカバリステータスおよびアクセスレベル見直し
処理の説明である。

再び、第１Ｏ図のフローチャートに戻り、リカバリステ
ータスの内容判定処理（ステップ１ＯＯ５）以降のフロ
ーを説明する。

リカバリステータスがｒｏ　０００Ｊの場合は、前述の
正常処理の方法に従い、アクセス要求を処理する（ステ
ップ１００６）。

リカバリステータスがｒｌｏｏＯＪまたは「１００１」
の場合は、後述するキャッシュデステージ処理（１）（
ステップ１００７）を行う。

リカバリステータスが「０１００Ｊの場合は、当該スロ
ットのロックの確保を確認しくステップ＋００８）、確
保した後（ステップ１００９）、後述するキャッシュデ
ステージ処理（２）（ステップ＋　０１０）を行う。

また、リカバリステータスがｒ００１本」　（本はｄｏ
ｎ’　ｔ　ｃａｒｏの、α味で、「ｌ」と「０」のどち
らがきても構わない）の場合は、後述するバックアップ
メモリデステージ処理（１０１２）を行う。

そして、当該スロットロックステータスをゼロクリアし
て（ステップ１０１４）、当該ドライブの物理ロック、
および、論理ロックをゼロクリアして（＋０１５）、処
理を終了する。

以下、キャッシュデステージ処理（１）（ステップ１０
０７）、キャッシュデステージ処理（２）（ステップ１
０１０）、そして、バックアップメモリデステージ処理
（ステップｌ　Ｏｌ　２）の詳細な説明を順に行う。

第１２図は、第１図におけるディスク制御装置のキャッ
シュデステージ処理（１）動作を示すフローチャートで
ある。

まず、当該ドライブの物理ロックの確保を確認しくステ
ップ２０００）、確保出来なければ、物理ロック待ちを
セットして（ステップ２０１２）、処理を終了する。

物理ロックを確保したならば、当該ドライブの物理ロッ
クをｒｌＪにセットしくステップ２００１）、チャネル
制御装置からアクセス要求を受けた自プロセッサと当該
ドライブを接続しくステップ２００２）、キャッシュデ
ィレクトリを用いて、前述したヒツトミス判定を行う（
ステップ２００３）。

ヒツトの場合、当該スロットのスロット制御ブロックに
設定されたスロットデータステータスを参照し、それが
未反映スロットか否かを判定する（ステップ２００４）
。

未反映スロットであれば、当該スロットをキャッシュメ
モリから当該ドライブの対応する物理トラックに書き込
んだ後（ステップ２００５）、リカバリステータスのキ
ュー更新可否１８７４４　（第３図参照）を判定し、更
新可の場合のみ、ドライブに書き込んだスロットのスロ
ット制御ブロックを空きキュー：３２０　（第６図参照
）に戻す（ステップ２００７）。

そして、チャネル制御装置ｌｏｔから受は取ったコマン
ドの種別を解析しくステップ２００８）。

リードの場合には、当該ドライブ上の物理トラックから
指定レコードをリードしくステップ２０１０）、ライト
の場合には、当該ドライブ上の物理トラックへ指定レコ
ードをライトする（ステップ２００９）。

以１ユが、キャッシュデステージ処理（１）の内容であ
る。

第１３図は、第１図のディスク制御装置のキャッシュデ
ステージ処理（２）動作の内容を示すフローチャートで
ある。

まず、キャッシュディレクトリ１０５（第１図参照）を
用いて、前述したヒツトミス判定を行う（ステップ３０
００）。

ヒツトの場合、当該スロットのスロット制御ブロックに
設定されたスロットデータステータスを参照して、それ
が未反映スロットが否かを判定する（ステップ３００１
）。

反映済スロットであれば、そのままチャネル制御装置１
０１（第１図参照）から受は取ったコマンドの種別を解
析しく３００２）、リードの場合は、キャッシュ上の当
該スロット上の指定レコードをリードして（ステップ３
０１３）処理を終了する。

未反映スロットであれば、当該ドライブの物理ロックを
確保する（ステップ３００３）。確保出来なければ、物
理ロック待ち（ステップ３０１２）として処理を終了す
る。

確保できれば（ステップ３００４）、チャネル制御装置
１０１（第１図参照）からアクセス要求を受けた自プロ
セッサと当該ドライブを接続（ステップ３００５）、再
度、キャッシュディレクトリ１０５（第１図参照）によ
りヒツトミスを判定する（ステップ３００６）。

ヒツトしていれば、当該スロットをキャッシュメモリか
ら当該ドライブの対応する物理トラックに書き込んだ後
（ステップ３００７）、ドライブに書き込んだスロット
のスロット制御ブロックを空きキュー３２０（第６図参
照）に戻す（ステップ３００８）。

そして、チャネル制御装置＋０１から受は取ったコマン
ドの種別がライトの場合には、当該ドライブ上の物理ト
ラックへ、指定レコードをライトしくステップ３０１１
）、リードの場合は、当該ドライブ１−の物理トラック
から、指定レコードをリードする（ステップ３０１０）
。

以上が、キャッシュデステージ処理（２）の内容である
。

次に、ステップ１０１２のバックアップメモリデステー
ジ処理の内容を説明する。

第１４図は、第１図におけるディスク制御装置のバック
アップメモリデステージ処理動作を示すフローチャート
である。

まず、当該ドライブの物理ロックを確保する（ステップ
４０００）。もし、確保出来なければ、物理ロック待ち
として（ステップ４００８）処理を終了する。

確保できれば（ステップ４００１）、チャネル制御装置
１０１からアクセス要求を受けた自プロセッサと当該ド
ライブを接続しくステップ４００２）、バックアップメ
モリディレクトリ１０８（第１図参照）を用いて、１１
；Ｉ述したヒツトミス判定を行う（ステップ４００３）
。

ヒツトの場合、当該セグメント中の未反映レコードを、
バックアップメモリ１０９（第１図参照）から当該ドラ
イブの対応する物理トラックに書き込んだ後（ステップ
４００４）、チャネル制御装置１０１から受は取ったコ
マンドの種別を解析する（ステップ４００５）。

ステップ４００５において、コマンドがリードの場合、
当該ドライブ上の物理トラックから指定レコードをリー
ドしく４００６）、ライトの場合は、当該ドライブ上の
物理トラックに指定レコードをライトする（ステップ４
００７）。

以上がバックアップメモリデステージ処理の内容である
。

さて１以上説明した処理は、いずれも、チャネル制御型
ｒｅｌ　１０１　（第１図参照）からのコマンド受は付
けを契機として、ディスク制御装置＋０２（第１図参照
）内の未反映レコードをドライブに、１１き込む処理で
ある。

しかし、データの保全上は、チャネル制御装置＋　０１
　（第１１メ１参ｊｊ（（１）からのコマンドが来ない
場合にも、ディスク制御装置１０２（第１図参照）内の
未反映レコードをドライブに書き込む必要がある。

これを実現するために、第１図において、ディスクｉｔ
／Ｊ御装置１０２内の各プロセッサ１０：３，１０４は
、未反映レコード検索と書き込み処理を自主的に行う。

第１５図は、第１図におけるディスク；１メ制御装置の
未反映レコード検索と書き込み処理動作を示すフローチ
ャートである。

まず、ディスク制御装置１０２に接続する全ドライブに
ついて、ドライブステータステーブル１８７０（第２図
参照）の反映未完了フラグｌ８７７（第２図参照）が「
０」か否かを調べる（ステップ８０００）。

非「０」の全ドライブについて、それぞれリカバリステ
ータス１８７４（第２図参照）を調べ（ステップ８００
３）、その値に応じて以下の処理を行う。

すなわち、リカバリステータスがｒｏ　ＯＯＯＪまたは
Ｎ　ｌ　ｌ　ＩＪの揚台は、何もせずに処理を終了する
。

リカバリステータスがｒｌｏｏＯＪまたは［１００１Ｊ
の場合は、キャッシュディレクトリ１０５（第２図参照
）から当該ドライブの未反映トラックアドレスを１本検
索しくステップ８００４　）、そのトラックについて、
前述したキャッシュデステージ処理（１）を行う。

リカバリステータスがｒｏｌｏｏＪの場合は、同じくキ
ャッシュディレクトリ１０５（第２図参照）から、当該
ドライブの未反映トラックアドレスを１本検索しくステ
ップ８００５）、そのスロットのロックを確保する（ス
テップ８００７）。

尚、この際、第１Ｏ図で述べたチャネルコマンド処理が
ソ１該スロットのロック待ちをしているか否かを調べる
（ステップ８０１２）。もし、チャネルコマンド処理が
ロック待ちをしていれば、何もしないで処理を終ｒする
。そして、チャネルコマンド処理がロック待ちをしてい
なければ、そのトラックについて、スロットロックを確
保し、前述したキャッシュデステージ処理（２）を行う
。

また、リカバリステータスがｒｏｏ１＊４の場合は、バ
ックアップメモリディレクトリ１０８（第１図参照）か
ら゛！ｊ該ドラドライブ反映トラックアドレスを１本検
索しくステップ８００６）、そのトラックについて］）
ＩＪ述したバックアップメモリデステージ処理を行う。

その後、当該スロットのロックステータスをゼロクリア
しくステップ８００８）、当該ドライブの物理ロックを
ゼロクリアする（ステップ８００９）。

そして、当該ドライブに、未だ未反映トラックが残って
いるか否かを判定しくステップ８０１０）、残っていな
ければ、当該ドライブの反映未完了フラグをゼロクリア
し、見直しフラグを「ｌ」に設定する（ステップ８０１
’ｌ）。

以上の処理を、ディスク制御装置１０２　（第１図参照
）に接続する全ドライブについて、ドライブステータス
テーブル１８７０（第２図参照）の反映未完フラグがゼ
ロとなるまで、ある周期で繰り返す。

以上が未反映レコード検索と書き込み処理の内容である
。

以上説明した実施例において、第１０図に示した障害時
のチャネルコマンド処理により、チャネル制御装置１０
１を介したホストコンピュータ１００からのアクセス要
求を受は付けた契機で、その処理と並行に、ディスク制
御装置１０２内の未反映トラックを、ドライブに安全に
書き込むことが出来る。

さらに、第１５図に示した未反映トラック検索とデステ
ージ処理を、マルチプロセッサ環境下で、第１０図に示
した障害時のチャネルコマンド処理と並行して実行する
ことにより、ホストコンピュータ１００からのアクセス
要求が来ないドライブについても、ディスク制御装置１
０２内の未反映トラックをドライブに安全に、！Ｆき込
むことが出来尚、本実施例では、未反映レコード検索と
、１Ｆき込み処理でキャッシュディレクトリ１０５、ま
たは、バックアップメモリディレクトリ＋０８から検索
する未反映トラックの本数を１木としたが、チャネル制
御装置ｌｏｔからディスク制御装置ｌＯ２へのアクセス
要求の入力頻度に応じて、この本数を可変にしても良い
。

また、本実施例では、チャネル制御装置＋０１からのア
クセス要求処理の場合、未反映トラックをドライブに書
き込んだ後、ドライブ上にデータを書き込む方法を取っ
たが、キャッシュメモリ１０６上に未反映トラックがあ
る場合では、キャッシュメモリ１０６上のスロットに、
チャネル制御装置１０１からの書き込みデータを反映さ
せた後に、当該スロットをドライブに反映しても良い。

さらに、バックアップメモリデステージ処理等の、バッ
クアップメモリ上の未反映セグメントのドライブへの書
き込み動作においては、バックアップメモリのメモリ容
欧や、メモリ管理の通常時におけるオーバーヘッドを削
減するためにに、トラック単位のロック手段の変わりに
、ドライブ単位のロック手段を持たせ、ｌトラックｌｌ
ｊ位でシーケンシャルに待なっても良い。

このように、本実施例によれば、ディスク制御装置内の
キャッシュメモリや、バックアップメモリ、または、プ
ロセッサ等の障害のために、キャッシュメモリやバック
アップメモリが正常にアクセス出来なくなり、ディスク
制御装置内の未反映データが一重化状態となった場合、
チャネル制御装置からドライブに対するアクセス要求を
処理しつつ、安全に、かつ、速やかに、未反映データを
ドライブに書き出すことができるため、ディスク制御装
置による纏め書き動作の信頼性を向上させることが出来
る。

〔売可の効果１ 本発明によれば、キャッシュの障害時にドライブを占有
することなく、キャッシュ上の未反映データのドライブ
への書き込みを可能とし、システムの信頼性と可用性を
向上させることが可能であ

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を施したキャッシュディスクサブシステ
ムの一実施例を示すブロック構成図、第２図は第１図の
制御メモリ内に格納されている各ステータスを示すテー
ブル構成図、第３図は第２図におけるドライブステータ
スのリカバリステータスの構成内容を示すテーブル構成
図、第４図は第３図のリカバリステータスの状態の決定
条件を示すマトリクス図、第５図は第２図におけるアク
セスレベルの状態の決定条件を示すマトリクス図、第６
図は第１図におけるキャッシュディレクトリとキャッシ
ュメモリおよびバックアップメモリディレクトリとバッ
クアップメモリの格納内容を示すテーブル構成図、第７
図は第６図におけるトラック表の登録内容を示すテーブ
ル構成図、第８図は第６図におけるスロット制御ブロッ
クの登録内容を示すテーブル構成図、第９図は第６図に
おけるセグメント制御ブロックの登録内容を示すテーブ
ル構成図、第１Ｏ図は第１図におけるディスク制御装置
のドライブアクセス要求処理動作を示すフローチャート
、第１１図は第１図におけるディスク制御装置のリカバ
リステータスとアクセスレベルの見直し処理動作を示す
フローチャート、第１２図は第１図におけるディスク制
御装置のキャッシュデステージ処理（１）動作を示すフ
ローチャート、第１３図は第１図のディスク制御装置の
キャッシュデステージ処理（２）動作の内容を示すフロ
ーチャート、第１４図は第１図におけるディスク制御装
置のバッグアップメモリデステージ処理動作を示すフロ
ーチャート、第１５図は第１図におけるディスク制御装
置の未反映レコード検索と書き込み処理動作を示すフロ
ーチャートである。 １００：ホストコンピュータ、１０１：チャネル制御装
置、１０２：ディスク制御装置、１０３゜１０４：プロ
セッサ、１０５：キャッシュメモリディレクトリ、１０
６：キャッシュメモリ、１０７二ロツク機構、＋０８：
バックアップメモリディレクトリ、Ｉ　０９　：バック
アップメモリ、！＋０゜１２０ニドライブ、１２６：信
号線、１８７：制御メモリ、３２０：空きスロットキュ
ー、３３０：空きセグメントキュー、３５０〜３５４ニ
スロツトｆｆ／Ｉ　ｇ９ブ０ツク、　　３５５〜３５７
　：セグメントＦｌ／制御ブロック、３５８．３５！］
：空きセグメント制御ブロック、１０５１．１０５２ニ
ドラツク表。 １０６１．１０６２：未反映スロット、１０６３：反映
済スロット、１０６４，１０６５：空きスロット、１０
８１．１０８２ニドラック表、１０９２〜１０９４：セ
グメント、１０９５．　１０９（’ｒ：空きセグメント
、１８７０ニドライブステータス。 １８７１ニドライブ番号、１８７２：見直しフラグ、１
８７３ニアクセスレベル、１８７４：リヵバリステータ
ス、１８７５：物理ロック、１８７６：論理ロック、１
８７７：反映未完了、１８８０　：キャッシュメモリ状
態、１８９０：バックアップメモリ状Ｌｍ、３５０１ニ
スロットロックステータス。 ３５０２ニスロツトデータステータス、３５０３：キャ
ッシュメモリへのポインタ、３５５１：バックアップメ
モリポインタ、３５５２：次セグメント制御ブロックポ
インタ、！０５１１：ドライブ番号、１０５１２ニドラ
ツクアドレス、＋０５１３ニスロツト制御ブロツクポイ
ンタ、１８７４１：キャッシュデステージ中＆リードス
ルー　１８７４２：キャッシュデステージ中＆リードヒ
ツト可、１８７４３二バックアップメモリデステージ中
、１８７４４：キュー更新’Ｈ（否。 第 図 第 ９ 図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、大容量のディスクドライブと、上位のホストコンピ
   ュータとに接続され、キャッシュメモリと、該キャッシ
   ュメモリをバックアップするバックアップメモリとを有
   し、上記ホストコンピュータからの上記ディスクドライ
   ブへのデータのライト命令に対しては、上記キャッシュ
   メモリと上記バックアップメモリの双方へ同一データの
   書き込み動作を行い、上記バックアップメモリから上記
   ディスクドライブに対しての書き込み動作は、該書き込
   み動作とは非同期に行うキャッシュ付きディスク制御装
   置において、上記キャッシュメモリ、もしくは、上記バ
   ックアップメモリのいずれか一方に、リード／ライト動
   作が不可能な障害があることを検知するメモリ障害検知
   のステップと、上記キャッシュメモリとバックアップメ
   モリのトラック上のデータが上記ディスクドライブの当
   該物理トラック上に未だ書き込まれておらず、該ディス
   クドライブのトラックが上記キャッシュメモリとバック
   アップメモリのトラックと同一内容でない未反映トラッ
   クであるか否かを判定する未反映トラック判定のステッ
   プを含み、上記ホストコンピュータから上記ディスクド
   ライブのトラックを対象としたリード／ライト命令が入
   力された時に、上記障害検知ステップで、上記キャッシ
   ュメモリ、もしくは、上記バックアップメモリのどちら
   か一方の障害を検知した場合、上記未反映トラックを判
   定するステップで、上記対象トラックが未反映トラック
   であると判定した場合には、上記キャッシュメモリとバ
   ックアップメモリの正常な方に存在する上記対象トラッ
   クを、上記ディスクドライブの当該物理トラックに書き
   込み、該ディスクドライブへの書き込み動作の終了後に
   、上記ホストコンピュータからのリード／ライト命令を
   、書き込み動作を終了した該ディスクドライブの当該物
   理トラックに対して実行することを特徴とするキャッシ
   ュ付ディスク制御装置の障害処理方法。 ２、請求項１記載のキャッシュ付ディスク制御装置の障
   害処理方法において、上記障害を検知するステップで、
   上記キャッシュメモリ、もしくは、上記バックアップメ
   モリの一方がリード／ライト不可能であることを検知し
   た場合には、上記ホストコンピュータからのリード／ラ
   イト命令の入力に関わらず、上記未反映トラックを判定
   するステップで、上記キャッシュメモリとバックアップ
   メモリのトラックが上記ディスクドライブのトラックと
   異なると判定した未反映トラックを、上記ディスクドラ
   イブへ書き込むことを特徴とするキャッシュ付ディスク
   制御装置の障害処理方法。 ３、請求項１記載のキャッシュ付ディスク制御装置の障
   害処理方法において、上記ホストコンピュータからのリ
   ード／ライト命令の対象となった正常なメモリ上の未反
   映トラックを、１トラック単位で複数分ロックするトラ
   ックロックのステップと、該未反映トラックを書き込む
   ディスクドライブを、ディスクドライブ単位でロックす
   るドライブロックのステップを含み、請求項１および請
   求項２に記載の上記未反映トラックを検出して上記ディ
   スクドライブへ書き込む動作の開始から完了までの期間
   、該動作の対象となるトラック、および、ディスクドラ
   イブのロックを上記トラックロックのステップとドライ
   ブロックのステップを行なうことにより確保し、該ディ
   スクドライブへの書き込み動作完了後に該トラックとデ
   ィスクドライブのロックを開放することを特徴とするキ
   ャッシュ付ディスク制御装置の障害処理方法。 ４、請求項１および請求項２に記載のキャッシュ付ディ
   スク制御装置の障害処理方法において、上記未反映トラ
   ックを検出して上記ディスクドライブへ書き込む動作を
   制御する並列実行制御のステップを含み、該並列実行制
   御のステップを実行することにより、請求項３における
   トラックロックのステップとドライブロックのステップ
   により確保された請求項１と請求項２のトラックとディ
   スクドライブのロックが各々競合しないと判断した場合
   には、請求項１と請求項２に記載の動作を並列に実行し
   、各々競合すると判断した場合には、請求項１記載の動
   作におけるロック取得を優先することを特徴とするキャ
   ッシュ付ディスク制御装置の障害処理方法。 ５、請求項１記載のキャッシュ付ディスク制御装置の障
   害処理方法において、上記接続された複数のディスクド
   ライブには、上記キャッシュメモリおよびバックアップ
   メモリ上に未反映トラックの存在を許可することを示す
   未反映トラック許可情報を付与し、該未反映トラック許
   可情報を持つディスクドライブのみに、請求項１と請求
   項２に記載の動作を実行することを特徴とするキャッシ
   ュ付ディスク制御装置の障害処理方法。 ６、請求項３記載のキャッシュ付ディスク制御装置の障
   害処理方法において、上記バックアップメモリが正常な
   場合には、上記トラックロックのステップでは、該バッ
   クアップメモリ上の未反映トラックの当該ディスクドラ
   イブ上の物理トラックへの書き込み時には、ディスクド
   ライブ単位のロックを行い、該ディスクドライブ単位の
   ロックのみを取り実行することを特徴とするキャッシュ
   付ディスク制御装置の障害処理方法。 ７、請求項１記載のキャッシュ付ディスク制御装置の障
   害処理方法において、上記ホストコンピュータからのリ
   ード／ライト命令の対象である正常な方のメモリ上の未
   反映トラックに対する命令の実行を、上記ディスクドラ
   イブ上の物理トラック上ではなく、該正常なメモリ上で
   のみ行うことを特徴とするキャッシュ付ディスク制御装
   置の障害処理方法。 ８、請求項７記載のキャッシュ付ディスク制御装置の障
   害処理方法において、上記ホストコンピュータからの更
   新命令の対象である正常な方のメモリ上の未反映トラッ
   クに対する更新命令の実行を該正常なメモリ上で行なっ
   た後、該更新命令が実行された未反映トラックを当該す
   るディスクドライブの物理トラックに書き込むことを特
   徴とするキャッシュ付ディスク制御装置の障害処理方法
   。 ９、請求項１から請求項８のいずれか１つに記載のキャ
   ッシュ付ディスク制御装置の障害処理方法を用いること
   を特徴とするキャッシュ付ディスク制御装置。