JPH03184144A - キャッシュ制御方法および制御装置 - 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、データ処理装置から記憶装置にデータを書き
出すライト処理をキャッシュメモリを用いて高速化する
キャッシュ制御方法およびそのキャッシュ制御方法を実
施するのに好適な制御装置に関する。

［従来の技術］ データ処理装置と、キャッシュメモリを有する制御装置
と、ディスク装置の如き記憶装置とを接続してなる情報
処理システムにおいて、データ処理装置がデータを記憶
装置に書き出す時の制御方法が、例えば特開昭５５−１
５７０５３号公報に３つ記載されている。

その記載されている第１の制御方法は、データをキャッ
シュメモリに書き込み、その時点でデータ処理装置のラ
イト処理を終了し、その後、適当な時機をみて、キャッ
シュメモリのデータを記憶装置に書き込む方法である。

この書き込みは、ライトアフタ処理と呼ばれる。また、
キャッシュメモリに書き込まれているが、記憶装置に対
して未書き込みの状態にあるデータは、ライトアフタデ
ータと呼ばれる。なお、特開昭５５−１５７０５３号公
報では、キャッシュメモリにデータをどのように書き込
むか等についての詳細な技術は開示されていない。

第２の制御方法は、データ処理装置から記憶装置にデー
タを書き出す時には、データを必ず記憶装置まで書き込
んでから、データ処理装置のライト処理を終了する方法
である。

第３の制御方法は、データ処理装置から書き出すデータ
を永久ライトデータと一時ライトデータの２種類に分け
、データ処理装置が永久ライトデータを記憶装置に書き
出す時には、永久ライトデータを記憶装置まで書き込ん
でからデータ処理装置のライト処理を終了し、データ処
理装置が一時ライトデータを記憶装置に書き出す時には
、データをキャッシュメモリに書き込み、その時点でデ
ータ処理装置のライト処理を終了し、記憶装置には書き
込みを全く行なわない方法である。

これらの制御方法のうち、第２の制御方法はキャッシュ
メモリを利用せず直接に記憶装置にアクセスし、第３の
制御方法はキャッシュメモリを利用するが利用範囲が極
めて限定されている。したがって、実質的には第１の制
御方法だけが、キャッシュメモリを用いてライト処理を
高速化するキャッシュ制御方法である。

ところが、このキャッシュ制御方法は、その時点でキャ
ッシュメモリに格納されていないレコードに、データを
データ処理装置から書き出す場合には適用できないもの
である。

その理由は、データ処理装置からの書き出しの時点で対
応するレコードがキャッシュメモリに格納されていない
と、データ処理装置側から指定されたレコード番号を有
するレコードが記憶装置に格納されていない可能性があ
るためである。また、データ処理装置側から指定された
レコード番号を有するレコードが記憶装置に重複して記
憶されているときにも、いずれにデータを書き込むべき
か判断できないので、ライトアフタ処理を正しく実行で
きなくなる。

従って、ライト対象のレコードがデータ処理装置からの
書き出しの時点でキャッシュメモリに格納されていない
場合は、上記キャッシュ制御方法を適用することは困難
であった。つまり、キャッシュメモリを用いたライト処
理の高速化ができなかった。

［発明が解決しようとする課題］ 上記のように、従来のキャッシュ制御方法では、データ
処理装置から書き出すデータに対応するレコードがその
時点でキャッシュメモリに格納されている場合は、その
データをキャッシュメモリに格納してからライト処理を
終了するので、高速化を図れるが、その時点でキャッシ
ュメモリに格納されていない場合は、このような高速化
が困難であった。

そこで、本発明の第１の目的は、データ処理装置からの
書き出しの時点でライト対象のレコードがキャッシュメ
モリに格納されていない場合にも、キャッシュメモリに
データを格納した段階でライト処理を完了させ、ライト
処理を高速化できるようにしたキャッシュ制御方法を嘔
供することにある。

また、そのキャッシュ制御方法を実施するのに好適な制
御装置を提供することにある。

また、ライト処理をさらに高速化するためには、ライト
アフタデータの記憶装置への書き込み処理を効率良く実
行することが考えられる。このためには、後述するよう
に、ライトアフタデータの記憶装置上の物理的位置を把
握する必要がある。

したがって、本発明の第２の目的は、ライト対象のレコ
ードがキャッシュメモリに格納されていない場合にも、
キャッシュメモリにデータを格納した段階で、ライトア
フタデータの記憶装置上の物理的位置を計算できるよう
にしたキャッシュ制御方法を提供することにある。

また、そのキャッシュ制御方法を実施するのに好適な制
御装置を提供することにある。

［課題を解決するための手段］ 本発明では、ライト対象となるレコードがキャッシュメ
モリ内に格納されていない場合にも、ライト処理を高速
化させるという第１の目的を実現するため、以下の３つ
の制御方法を提供する。

第■の観点では、本発明は、データ処理装置と。

キャッシュメモリを有する制御装置と、レコードを記憶
する記憶装置とを接続してなる情報処理システムにおい
て、制御装置が、（ａ）データ処理装置から、ライト対
象のレコードに対するライト要求を受け取り、（ｂ）そ
のライト対象のレコードが、キャッシュメモリに格納さ
れていないとき、そのライト対象のレコード上に書き込
むべきデータをデータ処理装置から受け取り、（ｃ）受
け取ったデータをキャッシュメモリに格納し、（ｄ）ラ
イト処理が完了したことをデータ処理装置に報告し、（
ｅ）キャッシュメモリに格納した前記データを書き込む
べきライト対象のレコードが記憶装置に記憶されている
か否かを検査し、（ｆ）記憶されている場合は、その記
憶装置上のライト対象のレコードに、キャッシュメモリ
に格納した前記データを書き込み、記憶されていない場
合は、キャッシュメモリに格納した前記データの書き込
みを中止し、その旨をデータ処理装置に報告する、こと
を特徴とするキャッシュ制御方法を提供する。

第２の観点では、本発明は、データ処理装置と。

キャッシュメモリを有する制御装置と、レコード番号を
含む制御フィールドをもつレコードを記憶する記憶装置
とを接続してなる情報処理システムにおいて、制御装置
が、（ａ）データ処理装置から、ライト対象のレコード
を指定するレコード指定情報と、ライト対象のレコード
内のライトすべきフィールドを指定するフィールド指定
情報と、ライト対象のレコードがキャッシュメモリに格
納されていない場合の処理モードを指定する処理モード
指定情報とを含むライト要求を受け取るステップと、（
ｂ）前記レコード指定情報により指定されたライト対象
のレコードがキャッシュメモリに格納されておらず且つ
前記フィールド指定情報により指定されたライトすべき
フィールドが制御フィールドを含まないものであるとき
、前記処理モード指定情報で指定された処理モードにし
たがって、前記指定されたフィールドに書き込むべきデ
ータをデータ処理装置′から受け取るステップと、（ｃ
）そのデータをキャッシュメモリに格納するステップと
、（ｄ）ライト処理が完了したことをデータ処理装置に
報告するステップと、を有することを特徴とするキャッ
シュ制御方法を提供する。

第３の観点では、本発明は、データ処理装置と。

キャッシュメモリを有する制御装置と、レコード番号を
含む制御フィールドをもつレコードを記憶する複数の物
理領域を有する記憶装置とを接続してなる情報処理シス
テムにおいて、制御装置が、「前記物理領域内のレコー
ドのレコード番号に重複がない」という構造上の条件を
満足する状態か。

満足しない状態かを表わす構造条件情報を各物理領域ご
とに保持すると共に、（ａ）データ処理装置から、う・
イト対象のレコードを指定するレコード指定情報と、ラ
イト対象のレコード内のライトすべきフィールドを指定
するフィールド指定情報とを含むライト要求を受け取る
ステップと、（ｂ）前記レコード指定情報により指定さ
れたライト対象のレコードがキャッシュメモリに格納さ
れておらず且つ前記フィールド指定情報により指定され
たライトすべきフィールドが制御フィールドを含まない
ものであり且つ前記構造上の条件が満足されているとき
、前記指定されたフィールドに書き込むべきデータをデ
ータ処理装置から受け取るステップと、（ｃ）そのデー
タをキャッシュメモリに格納するステップと、（ｄ）ラ
イト処理が完了したことをデータ処理装置に報告するス
テップと、を有することを特徴とするキャッシュ制御方
法を提供する。

次に、ライト対象のレコードがキャッシュメモリ内に格
納されていない場合にも、ライトアフタデータの記憶装
置上の物理的位置を計算できるようにするという第２の
目的を実現する２つの制御方法を、第４〜第５の観点と
して示す。

第４の観点では、本発明は、データ処理装置と。

キャッシュメモリを有する１１１９１１装置と、レコー
ド番号を含む制御フィールドをもつレコードを記憶する
複数の物理領域を有する記憶装置とを接続してなる情報
処理システムにおいて、制御装置が、（ａ）データ処理
装置から、ライト対象のレコードを指定するレコード指
定情報と、ライト対象のレコード内のライトすべきフィ
ールドを指定するフィールド指定情報と、「ライト対象
のレコードが記憶されている物理領域に記憶されたレコ
ードの先頭のレコード番号が０番で、以下のレコード番
号が１づつの昇順であり、且つ、各レコードの制御フィ
ールド以外のフィールドが１つであり、且つ、レコード
番号１以上のレコードの制御フィールド以外のフィール
ドの長さが等しく、且つ、レコード番号Ｏのレコードの
制御フィールド以外のフィールドの長さが所定の長さで
ある」という構造上の条件を満足する状態か、満足しな
い状態かを表わす構造条件情報とを含むライト要求を受
け取るステップと、（ｂ）前記レコード指定情報により
指定されたライト対象のレコードがキャッシュメモリに
格納されておらず且つ前記フィールド指定情報により指
定されたライトすべきフィールドが制御フィールドを含
まないものであり且つ前記構造上の条件が満足されてい
るとき、前記指定されたフィールドに書き込むべきデー
タをデータ処理装置から受け取るステップと、（ｃ）そ
のデータをキャッシュメモリに格納するステップと、（
ｄ）ライト処理が完了したことをデータ処理装置に報告
するステップと、を有することを特徴とするキャッシュ
制御方法を提供する。

第５の観点では、本発明は、データ処理装置と。

キャッシュメモリを有する制御装置と、レコード番号を
含む制御フィールドをもつレコードを記憶する複数の物
理領域を有する記憶装置とを接続してなる情報処理シス
テムにおいて、制御装置が、「ライト対象のレコードが
記憶されている物理領域に記憶されたレコードの先頭の
レコード番号が０番で、以下のレコード番号が１づつの
昇順であリ、且つ、各レコードの制御フィールド以外の
フィールドが１つであり、且つ、レコード番号１以上の
レコードの制御フィールド以外のフィールドの長さが等
しく、且つ、レコード番号Ｏのレコードの制御フィール
ド以外のフィールドの長さが所定の長さである」という
構造上の条件を満足する状態か、満足しない状態かを表
わす構造条件情報を各物理領域ごとに保持すると共に、
（ａ）データ処理装置から、ライト対象のレコードを指
定するレコード指定情報と、ライト対象のレコード内の
ライトすべきフィールドを指定するフィールド指定情報
とを含むライト要求を受け取るステップと、（ｂ）前記
レコード指定情報により指定されたライト対象のレコー
ドがキャッシュメモリに格納されておらず且つ前記フィ
ールド指定情報により指定されたライトすべきフィール
ドが制御フィールドを含まないものであり且つ前記構造
上の条件が満足されているとき、前記指定されたフィー
ルドに書き込むべきデータをデータ処理装置から受け取
るステップと、（ｃ）そのデータをキャッシュメモリに
格納するステップと、（ｄ）ライト処理が完了したこと
をデータ処理装置に報告するステップと、を有すること
を特徴とするキャッシュ制御方法を提供する。

さらに、本発明は、第１の観点〜第５の観点で示したキ
ャッシュ制御方法を実施する手段を具備した制御装置を
提供する。

［作用］ 第１の観点による本発明のキャッシュ制御方法では、デ
ータ処理装置から書き出すデータが予めキャッシュメモ
リに格納されていない場合でも、データをキャッシュメ
モリに格納し、その段階でライト処理の完了をデータ処
理装置に報告する。

そして、ライトアフタ処理により、キャッシュメモリの
アイドアフタデータを記憶装置に書き込み、その際、ラ
イト対象のレコードが記憶装置になければ、その旨を報
告する。これにより、データ処理装置から書き出すデー
タがその時点でキャッシュメモリに格納されているか否
かにかかわらず、ライト処理を高速化できる。

第２の観点および第４の観点による本発明のキャッシュ
制御方法では、データ処理装置から指示があった場合に
は、データ処理装置が書き出そうとするデータがその時
点でキャッシュメモリに格納されていないときでも、そ
のデータをキャッシュメモリに格納し、その段階でライ
ト処理の完了をデータ処理装置に報告する。記憶装置に
おけるレコード番号の重複がないことをデータ処理装置
が確認してから指示を出すので、ライトアフタ処理での
エラー発生を回避でき、且つ、ライト処理を高速化でき
る。データ処理装置は、記憶装置におけるレコード番号
に重複があるか否か等の情報を有しているから、その情
報に基づいて、前記確認を行ない得る。

第３の観点および第５の観点による本発明のキャッシュ
制御方法では、データ処理装置が書き出そうとするデー
タがその時点でキャッシュメモリに格納されていないと
きは、記憶装置におけるレコード番号に重複がないこと
を制御装置で確認してから、そのデータをキャッシュメ
モリに格納し、その段階でライト処理の完了を報告する
。そこで、ライトアフタ処理でのエラー発生を回避でき
、且つ、ライト処理を高速化できる。前記確認のために
、制御装置は、記憶装置におけるレコード番号に重複が
あるか否か等の情報を保持している。

なお、第４の観点および第５の観点による本発明のキャ
ッシュ制御方法では、記憶装置におけるレコード番号が
０番から１づつの昇順である等の構造上の情報に基づい
て、記憶装置におけるライトアフタデータの書き込み位
置を計算する。これにより、効率を向上させることが出
来る。

本発明が提供する制御装置は、前記第１〜第５の観点に
よる本発明のキャッシュ制御方法を実施するものである
から、作用は前記内容と同様となる。

［実施例］ 以下、本発明の実施例について説明する。なお、これに
より本発明が限定されるものではない。

本発明の実施例は、第１の実施例から第５の実施例まで
５つあるが、まず、第２図〜第５図を参照して、共通事
項について説明する。

第２図は、本発明の対象となる情報処理システムのブロ
ック図である。

情報処理システムは、データ処理装置２００と。

制御装置２３と、１台以上のディスク装置２４とを接続
してなっている。

データ処理装置２００は、ＣＰＵ２０と、主記憶２１と
、チャネル２２とを有している。

制御装置２３は、１つ以上のディレクタ２５と。

キャッシュメモリ２６と、ライトアフタ用メモリ２７と
、ディレクトリ２８とを有している。

ディレクタ２５は、チャネル２２とディスク装置２４の
間のデータ転送、チャネル２２とキャッシュメモリ２６
の間のデータ転送およびキャッシュメモリ２６とディス
ク装ａ２４の間のデータ転送を行う。

キャッシュメモリ２６には、ディスク装置２４の中のア
クセス頻度の高いデータをロードしておく。このロード
処理は、ディレクタ２５が実行する。ロードデータの具
体的な例は、ＣＰＵ２０からアクセス対象となったデー
タや、このデータとディスク装置２４の物理的記憶位置
が近いデータ等である。

ディレクトリ２８は、キャッシュメモリ２６の管理情報
を格納する。

ディスク装置２４は、第３図に示す如き構成である。円
板３０８は、データを記録する媒体であり、１つのディ
スク装置２４には複数存在する。

読み書きヘッド３０９は、円板３０８にデータを読み書
きする装置であり、円板３０８に対応して存在する。

円板３０８が１回転する間に読み書きヘッド３０９がア
クセス可能な円状の記録単位を、トラック３００と呼ぶ
。トラック３００は、円板３０８上に複数存在する。あ
るトラック３００が入出力対象となった時、読み書きヘ
ッド３０９をこのトラック３００を読み書きできる位置
に移動する。

この動作は、シーク動作と呼ばれる。また、そのための
要求を位置付は要求と呼ぶ。

ディレクタインターフェイス３１１は、ディレクタ２５
とのインターフェイスであり、ディレクタ２５の指示に
したがって、読み書きヘッド３０９の制御を行う。

セクタ３０２は、円板３０８上のある基準位置３０３か
ら、ある一定の角度ごとに設けた領域である。前記基準
位置３０３をホームインデクス３０３と呼ぶ。ホームイ
ンデクス３０３上から開始されるセクタ３０２を基準セ
クタ（セクタ０）３０４と呼ぶ。各セクタ３０２の番号
は、基準セクタ３０４から、円板３０８の回転方向と共
に逆向きに１づつ昇順に付けられている。

読み書きヘッド３０９は、その下にあるセクタ３０２が
、どのセクタであるかを認識する。

ホームインデクス３０３の直後には、トラック３００に
関する制御情報を記録した領域が設けられる。これを、
ホームアドレス３０６と呼ぶ。

トラック３００上には、１つ以上のレコード３０１が存
在する。レコード３０１はディレクタ２５との間のリー
ド／ライト単位である。

各レコード３０１の間には、ギャップ３０５がある。こ
のレコード３０１とレコード３０１の間のギャップ３０
５をギャップａ３０５と呼び、後述するギャップｂ６０
５　（第６図）と区別する。

各レコード３０１の長さは、それぞれ異なっていてもよ
い。ただし、ギャップａ３０５の長さは等しい。

ホームアドレス３０６の直後のレコード３０１は、通常
、一般のデータを記憶するのではなく、ＣＰＵ２０側で
用いる制御データを記憶することが多い。従って、これ
を制御レコード３１０と呼ぶ。

第４図および第５図は、レコード３０１の構成例である
。第４図の例では、レコード３０１が、制御部６００と
、キ一部６０７と、データ部６０１の３つのフィールド
６０６から構成されている。

第５図の例では、レコード３０１が、制御部６００と、
データ部６０１の２つのフィールドで構成されている。

制御部６００とキ一部６０７の間、キ一部６０７とデー
タ部６０１の間には、ギャップ６０５が存在する。この
ギャップ６０５をギャップｂ６０５と呼ぶ。各ギャップ
ｂ６０５の長さはそれぞれ等しい。

制御部６００は、制御情報を記録するもので、レコード
番号６０２．キ一部長６０８．データ部長６０３等が含
まれる。レコード番号６０２は、レコード３０１の識別
子である。キ一部長６０８゜データ部長６０３は、キ一
部６０７．データ部６０１の長さである。第５図のよう
にキ一部６０７かない場合には、キ一部長６０８はＯを
とる。制御部６００の長さは、通常、固定長である。

データ部６０１は、ＣＰＵ２０上で実行されるプログラ
ム等が処理する情報を記録する。

キ一部６０７は、データ部６０１の内容をアクセスする
権限をチェックするためのキー情報を記録する。

通常、ライト処理には、制御部６００を含む全てのフィ
ールド６０６を書き換えるフォーマットライト処理と、
制御部６００以外のフィールドだけを書き換えるパーシ
ャルライト処理とがある。

前者は、ファイル全体の初期作成などに実行されるだけ
なので、実行頻度はそれほど高くなく、特に高速化の必
要はない。後者は、実行頻度が高いため、高速化の必要
があり、これが本発明の対象となる。

データ部長６０３．キ一部長６０８は、制御部６００内
に存在する。従って、パーシャルライト処理では、デー
タ部６０１．キ一部６０７の内容を書き換えるだけで、
長さは不変である。

次に、第１図、第６図〜第１８図を参照して、第１の実
施例を説明する。この第１の実施例は、ライト対象のレ
コード３０１がキャッシュメモリ２６に格納されていな
い場合、ＣＰＵ２０からの特定の処理モードの指定を受
けたときのみ、ディレクタ２５が、キャッシュメモリ２
６にデータを書き込んだ段階で、ライト処理を完了させ
るものである。

第１図は、本実施例における情報処理システムを詳細に
表した図である。

ディレクタ２５は、パーシャルライト処理を実行する際
に、チャネル２２を経由して、以下のようなＣＰＵ２０
からの指定情報ａｌｏＯを受け取る。

指定情報１・・・ライト対象のレコード３０１が記憶さ
れているディスク装置２４およびトラック３００を指定
する。

指定情報２・・・ライト対象のレコード３０１のサーチ
を開始するトラック３００上のセクタ３０２を指定する
。

指定情報３・・・ライト対象のレコード３０１のレコー
ド番号６０２を指定する。

指定情報４・・・ライトすべきフィールド６０６を指定
する。

指定情報５・・・ライト対象のレコード３０１がキャッ
シュメモリ２６に格納されていない場合の処理モードを
指定する。ＣＰＵ２０が、前記指定情報１のトラック３
００にレコード番号６０２の重複がないと確認したとき
、キャッシュメモリ２６にデータを書き込んだ段階でラ
イト処理を完了させるという処理モードを指定する。

従って、本発明に係るキャッシュ書き込み動作１２０の
実行条件ａｌｌｏは、ライト対象のレコド３０１がキャ
ッシュメモリ２６に格納されておらず、且つ、ライト対
象となるフィールド６０６が制御部６００を含まず、且
つ、上記指定情報５による処理モードの指定を受け取っ
た場合である。

キャッシュ書き込み動作１２０では、ディレクタ２５は
、チャネル２２からデータを受け取り（ステップ１２１
）、キャッシュメモリ２６に書き込む（ステップ１２２
）。そして、ライト処理の完了報告を、ＣＰＵ２０に、
チャネル２２経由で報告する（ステップ１２３）。

キャッシュメモリ２６に格納され、且つ、ディスク装置
２４に書き込まれていないデータは、ライトアフタデー
タ２９と呼ばれる。

ディレクタ２５は、ライトアフタデータ２９を含むレコ
ード３０１を、ライトアフタレコード１６０として管理
する。

ライトアフタデータ２９のディスク装置２４への書き込
みは、ディレクタ２５が空いた時間を利用して実行する
。この動作を、ライトアフタ動作と呼ぶ。

ライトアフタ動作ａ１３０では、ディレクタ２５は、ラ
イトアフタデータ２９を書き込むべきレコード３０１を
ディスク装置２４において見出す。

具体的には、前記指定情報１−指定情報２で指定された
ディスク装置ｊ２４のトラック３００上に、指定情報３
で指定されたレコード番号６０２のレコード３０１を見
つける。

見つかった場合、ディレクタ２５は、そのレコード３０
１に、ライトアフタ動作ｂ１４０で、ライトアフタデー
タ２９の書き込みを実行する。

見つからなかった場合、ライトアフタ動作ｃ１５０で、
書き込みを中止する。そして、後述するように、ＣＰＵ
２０にその旨の報告を行なう。

第６図は、本実施例におけるキャッシュメモリ２６の構
成である。

キャッシュメモリ２６は、多数のセグメント４ＯＯによ
り構成される。

１つのセグメント４００には、１つのトラック３００上
の全レコード３０１を格納しうる。どのセグメント４０
０にどのトラック３００を割り当てるかについては、従
来公知の方法を用いることが出来る。トラック３００が
割り当てられていない空きセグメント４００も存在しう
る。

第７図は、セグメント４００内のライトアフタレコード
１６０の格納形式を表している。

パーシャルライト処理では、制御部６００は書き換え対
象とならないため、ディレクタ２５は、チャネル２２か
ら制御部６００を受け取らない。

このため、ライト対象のレコード３０１がキャッシュメ
モリ２６に格納されていない場合に、データを書き込ん
だ時には、ディレクタ２５は、キャッシュメモリ２６に
擬似制御部１０００を作成する。

擬似制御部１０００内には、チャネル２２より指定され
たレコード番号６０２を格納する。また、チャネル２２
より指定されたフィールド６０６に書き込むべきデータ
の長さを格納する。すなわち、キ一部６０７とデータ部
６０１がライト対象となった場合、それぞれのフィール
ド６０６に対して受け取ったデータの長さをキ一部長６
０８とデータ部長、６０３とに設定する。データ部６０
１だけがライト対象となった場合、キ一部長６０８には
Ｏを設定する。

ディレクタ２５は、ライトアフタレコード１６０をディ
スク装置２４のレコード３０１に書き込む時、その実際
のレコード３０１の１１１ｍ部６００内のレコード番号
、フィールド長とライトアフタレコード１６０の擬似制
御部１０００のレコード番号、フィールド長とを比較し
、ＣＰＵ２０が指定したライト処理の正当性を確認する
。

なお、ライト対象のレコード３０１がキャッシュメモリ
２６に格納されていた場合には、実際のｔｉｑａＶ部６
００部上００ント４００に格納されているから、擬似制
御部１０００は作成されない。

擬似制御部１０００または制御部６００の後には、キ一
部ポインタ１００１．データ部ポインタ１００２、擬似
制御部フラグ１００３を格納する。

キ一部ポインタ１００１．データ部ポインタ１００２は
、それぞれキャッシュメモリ２６に格納されているキ一
部６０７．データ部６０１へのポインタである。これら
を設ける理由は、１つのライトアフタレコード１６０を
格納する領域が連続にならない場合があるためである。

例えば、ディレクタ２５が、キャッシュメモリ２６に格
納されていないレコード３０１に対してデータ部６０１
のみを書き換えるパーシャルライト要求を受け付けた時
には、キ一部６０７の長さが分からないため、キ一部６
０７を格納する領域を確保できない。

このため、キ一部長６０８はＯとする。この後、キ一部
６０７とデータ部６０１のを書き換えるパーシャルライ
ト要求を受け付けた時、キ一部６０７の長さが分かるた
め、キ一部６０７の領域を、この段階で確保する。そう
すると、第７図に示すように、離れた領域にキ一部６０
７が存在することにより、１つのライトアフタレコード
１６０を格納する領域が連続にならないことになる。

擬似制御部フラグ１００３は、ディレクタ２５が擬似制
御部１０００を作成した時にオンとする。

また、ディレクタ２５がディスク装置２４からレコード
３０１をロードする際、オフとする。

第８図は、本実施例においてディレクトリ２８の中に設
ける情報を示したものである。セグメント管理情報５０
０．　　トラック票５０１および空きセグメントキュー
先頭ポインタ５０２がある。セグメント管理情報５００
は各セグメント４００に対応して存在する。トラック票
５０１および空きセグメントキューポインタ５０２は各
々１つだけ存在する。

第９図は、本実施例において前記セグメント管理情報５
００の中に設ける情報を示したものである。以下、各情
報とその内容を示す。

空きセグメントポインタ８００・・・他の空きセグメン
ト４００に対応したセグメント管理情報５００へのポイ
ンタである。

パーシャルライトフラグ８０１・・・当セグメント管理
情報５００に対応したセグメント４００内に０、パーシ
ャルライト要求により書き込んだライトアフタデータ２
９を格納していることを示す。

キャッシュトドラック番号８０５・・・当セグメント管
理情報５００に対応するセグメント４００内に格納した
トラック３００のトラック番号を表す。

レコードポインタ８０６・・・当セグメント管理情報５
００に対応するセグメント４００内に格納したレコード
３０１のポインタを表す。例えば、ｎ番目のレコードポ
インタ８０６は、レコード番号６０２が（ｎ−１）番の
レコード３０１へのポインタを表す。レコード番号６０
２が（ｍ−１）番であるレコード３０１がキャッシュメ
モリ２６に格納されていない時には、ｍ番目のレコード
ポインタ８０６はｎｕｌｌ値をとる。（ここで、先頭の
レコードポインタ８０６を１番目のレコードポインタと
考える。）　　レコードポインタ８０６の数は、１つの
トラック３００上に定義可能なレコード番号６０２の数
だけ用意される。

更新レコードポインタ８０７・・・当セグメント管理情
報５００に対応するセグメント４００内に格納したライ
トアフタレコード１６０へのポインタを表す。ここでは
、ディレクタ２５が、キャッシュメモリ２６に予め格納
されていたレコード３０１に対してデータを格納した場
合にも、ライトアフタレコード１６０として管理する。

前記レコードポインタ８０６と同様、ｎ番目の更新レコ
ードポインタ８０７は、レコード番号６０２が（ｎ−１
）番のレコード３０１へのポインタを表す。レコード番
号６０２が（ｍ−１）番であるレコード３０１がキャッ
シュメモリ２６に格納されていない時には、ｍ番目の更
新レコードポインタ８０７はｎｕｌｌ値をとる。更新レ
コードポインタ８０７の数も、１つのトラック３００上
に定義可能なレコード番号６０２の数だけ用意されてい
る。

更新フィールド情報８０８・・・レコード番号６０２が
ｎ番のライトアフタレコード１６０の中で、更新対象と
なったフィールド６０６を表す。更新フィールド情報８
０８の数も、１つのトラック３００上に定義可能なレコ
ード番号６０２の数だけ用意されている。

セグメント内空き領域アドレス８０９・・・当セグメン
ト管理情報５００に対応するセグメント４００の中でレ
コード３０１を格納していない空き領域の先頭アドレス
を表す。

セグメントポインタ８１０・・・当セグメント管理情報
に対応するセグメント４００へのポインタである。

第１０図は、前記トラック票５０１の構成である。トラ
ック票５０１は、全てのディスク装Ｍ２４のトラック３
００に関して、そのトラック３００に対してセグメント
４００が割り当てられているか、いないかを表す情報で
ある。割り当てられている場合には、割り当てられてい
るセグメント４００に対応したセグメント管理情報５０
０へのポインタを表す。割り当てられていない場合には
、Ｈｕｌｌ値をとる。トラック票５０１上では、同じデ
ィスク装置２４上のトラック３００に関する情報は連続
して格納される。格納順は、トラック番号順である。

第１１図に示すように、空きセグメント４００に対応し
たセグメント管理情報５００は、空きセグメントキュー
先頭ポインタ５０２から順に、各セグメント管理情報５
００の空きセグメントポインタ８００で結合されている
。

第１２図は、ライトアフタ用メモリ２７の構成である。

ライトアフタ用メモリ２７内には、各ディスク装置２４
に対応したライトアフタ情報１１００が含まれている。

第１３図は、１つのライトアフタ情報１１００に格納す
る各情報を示したものである。以下、これらの情報の説
明を行う。

ライトアフタ実行中ソラグ１２００・・・当ライトアフ
タ情報１１００と対応するディスク装置２４がライトア
フタ処理を実行中であるか否かを表す。

ライトアフタセグメントポインタ１２０２・・・ライト
アフタ対象のトラック３００に対応したセグメント管理
情報５００へのポインタを表す。

レコード番号不一致情報１２０３・・・ライトアフタ処
理において、ライトアフタ対象のレコード番号６０２を
有するレコード３０１が対応するディスク装置２４に記
憶されていなかったことを表す。

フィールド長不一致情報１２０４・・・ライトアフタ処
理において、ライトアフタ対象のフィールド６０６の長
さが一致しなかったことを表す。

前記レコード番号不一致情報１２０３あるいはフィール
ド長不一致情報１２０４がオンの場合、ライトアフタ処
理においてエラーが発生していることになる。なお、他
の原因によっても、ライトアフタ処理の実行中にエラー
が発生するが、本発明には直接関係しないため、ここで
は省略する。

以上の情報は、電源障害等で消失してしまうと問題があ
るため、不揮発化しておくことが望ましい。

第１４図は、本実施例におけるディレクタ２５の構成を
示すものである。以下、各部について述べる。

キャッシュパーシャルライトＨ１０・・・パーシャルラ
イト要求を受け付けた時、チャネル２２から受け取った
データをキャッシュメモリ２６に転送する。

ライトアフタスケジュール部１１・・・ライトアフタ処
理を実行する対象とするディスク装置２４とトラック３
００とを決定する。

ライトアフタ転送部１２・・・ライトアフタスケジュー
ル部１１によってスケジュールされたライトアフタ処理
を実行する。

ライトアフタエラー判定部１３・・・ＣＰＵ２０からの
入出力要求を受け付けた時、要求対象ディスク装置２４
のライトアフタ処理においてエラーが発生していないか
をチェックする。

エラーが発生している場合、この旨を、チャネル２２経
由でＣＰＵ２０に伝える。

次に、各部の作動について説明する。

第１５図は、前記キャッシュパーシャルライト部１０の
処理フロー図である。この処理フローには、ライト対象
のレコード３０１が既にキャッシュメモリ２６に格納さ
れていた場合の処理も含まれている。

ライト対象のレコード３０１がキャッシュメモリ２６に
ない場合にもデータをキャッシュメモリ２６に格納した
段階でライト処理を完了させるという処理モードを指定
する指定情報５を含むパーシャルライト要求を、ディレ
クタ２５が、ＣＰＵ２０からチャネル２２経由で受け取
った時、この処理フローを実行する。

ステップ１３００では、ライト対象のトラック３００に
対して既にセグメント４００を割り当てであるか否かを
チェックする。このチェックは、当該トラック３００に
対応するトラック票５０１により識別する。まだ割り当
てていなければ、ステップ１３０１に移行する。既に割
り当て済みであれば、ステップ１３０５にジャンプする
。

ステップ１３０１では、当該トラック３００に対しセグ
メント４００およびセグメント管理情報５００を割り当
てる。割り当て方法は、従来公知の方法を用いることが
出来る。

ステップ１３０２では、割り当てたセグメント管理情報
５００の初期化を行う。例えば、キャッシュトドラック
番号８０５に、ライト対象となるトラック３００のトラ
ック番号を設定する等の処理である。

ステップ１３０３では、指定情報３により指定されたレ
コード番号により、擬似制御部１０００を作成する。

ステップ１３０４では、チャネル２２からデータを受け
取り、そのデータを指定情［４により指定されたフィー
ルド６０６に格納する。そして、ステップ１３１１に移
行する。

ステップ１３１１では、セグメント管理情報５００の必
要な部分の更新を行い、さらに、ライト処理の完了をチ
ャネル２２経由でＣＰＵ２０に報告して、処理を終了さ
せる。

一方、ステップ１３０５では、ライト対象のレコード３
０１がキャッシュメモリ２６に実際に格納されているか
をチェックする。このチェックは、セグメント管理情報
４００を見て、ライト対象のレコード番号６０２に対応
したレコードポインタ８０６がｎｕｌｌ値になっている
か否かにより行う。ライト対象のレコード３０１がキャ
ッシュメモリ２６に実際には格納されていない場合、前
記ステップ１３０３ヘジヤンプして、−ライト対象のト
ラック３００にセグメント４００を割り当てていなかっ
た場合と同様の処理に入る。ライト対象のレコード３０
１がキャッシュメモリ２６に実際に格納されていた場合
は、ステップ１３０６に移行する。

ステップ１３０６では、ＣＰＵ２０から指定情報４によ
り指定されたフィールド６０６が全てキャッシュメモリ
２６に格納されているかをチェックする。格納されてい
る場合は、ステップ１３０８ヘジヤンプする。格納され
ていない場合は、ステップ１３０７に移行する。

ステップ１３０７では、ライト対象のレコード３０１に
対応する擬似制御部フラグ１００３がオンかをチェック
する。オフの場合、ライト対象のレコード３０１はトラ
ック３００からキャッシュメモリ２６にロードしたレコ
ード３０１ということになるので、前記ステップ１３０
６で全てのフィールド６０６が格納されていないという
チェック結果と矛盾する。したがって、エラー報告を行
うため、ステップ１３１３ヘジヤンプする。擬似制御部
フラグ１ｏｏａがオンの場合は、ステップ１３１２に移
行する。

ステップ１３１２では、キャシュメモリ２６に既に格納
していたフィールド６０６および新たにキャッシュメモ
リ２６に格納するフィールド６０６に、チャネル２２か
ら受け取ったデータを格納する。そして、擬似制御部１
０００内のキ一部長６０８あるいはデータ部長６０３に
、新たにキャッシュメモリ２６に格納したデータの長さ
を格納する。さらに、キ一部ポインタ１００１あるいは
データ酪ポインタ１００２に必要な値を設定する。

この後、ステップ１３０９ヘジヤンプする。

一方、ステップ１３０８では、キャッシュメモリ２６に
格納しているフィールド６０６に、チャネル２２から受
け取ったデータを格納する。

ステップ１３０９では、既にキャッシュメモリ２６に格
納していたフィールド６０６に対して受け付けたデータ
の長さが、制御部６００のキ一部長６０８あるいはデー
タ部長６０３に一致するかをチェックする。一致した場
合、前記ステップ１３１１ヘジヤンプする。一致しない
場合、ステップ１３１０に移行する。

ステップ１３１０では、データの長さに矛盾があること
を、チャネル２２経由で、ＣＰＵ２０に報告し、処理を
終了する。

一方、ステップ１３１３では、ディレクタ２５は、ライ
ト対象として指定されたフィールド６０６に矛盾があっ
たことを、チャネル２１経由でＣＰＵ２０に報告し、処
理を終了する。

第１６図は、ライトアフタスケジュール部１１の処理フ
ロー図である。この処理フローは、キャッシュメモリ２
６に格納していたレコード３０１のライトアフタデータ
２９をディスク装ｊｉ１２４へ書き込む場合も含んでい
る。

ディレクタ２５が空いた時間を利用して、この処理フロ
ー、すなわち、パーシャルライト要求によりキャッシュ
メモリ２６に格納したデータをディスク装ａＦ２４に書
き込む処理、を実行する。

実行対象とするディスク装Ｗ２４は、ライトアフタ実行
中フラグ１２００がオフで、現在ＣＰＵ２０からの入出
力要求を受け付けていないディスク装置２４とする。ま
た、ライトアフタ処理の対象トラック３００は、パーシ
ャルライトフラグ８０１がオンのセグメント管理情報５
００に対応するトラック３０．０とする。

まず、ステップ１４００では、実行対象のディスク装置
２４に対応したライトアフタ情報１１００のライトアフ
タ実行中フラグ１２００をオンにして、さらに、ライト
アフタセグメントポインタ１２０２に、ライトアフタ対
象とするトラック３ＯＯに対応したセグメント管理情報
４００へのポインタを設定する。

ステップ１４０１では、実行対象のディスク装置２４に
対して、ライトアフタ対象とするトラック３００への位
置付は要求を発行しし、処理を終了する。

第１７図は、ライトアフタ転送部１２の処理フロー図で
ある。この処理フローは、キャッシュメモリ２６に格納
していたレコード３０１のライトアフタデータ２９をデ
ィスク装置２４へ書き込む処理も含んでいる。

ライトアフタスケジュール部１１が発行したディスク装
置２４への位置付は要求が完了した時、この処理フロー
が実行される。

ステップ１５００では、ライトアフタ対象とするトラッ
ク３００に対する全てのライトアフタレコード１６０の
書き込みが完了したかをチェックする。ライトアフタセ
グメントポインタ１２０２に対応したセグメント管理情
報５００内の更新レコードポインタ８０７を最後まで探
してもｎｕｌ！値でない更新レコードポインタ８０７が
見つからなかった場合は完了しており、見つかった場合
は完了していないと分かる。完了していた場合、ステッ
プ１５０９ヘジヤンプする。完了していなかった場合は
、ステップ１５０１に移行する。

ステップ１５０１では、トラック３００上のレコード３
０１のサーチを開始し、その開始した、トラック３００
上の物理的位置を記憶しておく。この記憶は、トラック
３００の１回転を検出するためである。

ステップ１５０２では、トラック３００上で見つけたレ
コード３０１の制御部６００を読み出す。

ステップ１５０３では、読み出した制御部６００内のレ
コード番号６０２と、更新レコードポインタ８０７にポ
イントされた擬似制御部１０００あるいは制御部６００
内のレコード番号６０２とを比較する。一致すれば、ア
クセス中のレコード３０１がライトアフタ対象であり、
ステップ１５０４に移行する。一致しない場合、ステッ
プ１５０７ヘジヤンプする。

ステップ１５０４では、更新レコードポインタ８０７に
対応する更新フィールド情報８０８によりライト対象と
するフィールド６０６を認識し、そのフィールド６０６
の長さに関する情報を擬似制御部１０００あるいは制御
部６００内のキ一部長６０８あるいはデータ部長６０３
から取り出す。

そして、それら値と、前記ステップ１５０２でトラック
３００上から読み出した制御部６００内のキ一部長６０
８あるいはデータ部長６０３の値とを比較し、一致する
かチェックする。一致しない場合、書き込みを中止して
、ステップ１５０６ヘジヤンプする。一致した場合は、
ステップ１５０５に移行する。

ステップ１５０５では、ライト対象とするフィールド６
０６のライトアフタデータ２９を取り出し、アクセス中
のトラック３００上のレコード３０１に書き込む。そし
て、前記ステップ１５００へ戻る。

一方、ステップ１５０６では、ライトアフタ情報１１０
０のフィールド長不一致情報１２０４をセットして、ス
テップ１５１０ヘジヤンプする。

一方、ステップ１５０７では、ライトアフタ対象のレコ
ード３０１を、トラック３００の１回転分サーチしたか
をチェックする。まだ、１回転していない場合、さらに
サーチを続けるため、前記ステップ１５０２ヘジヤンプ
する。１回転しておれば、ステップ１５０８に移行する
。

ステップ１５０８では、レコード番号不一致情報１２０
３をセットして、ステップ１５１０ヘジヤンプする。

一方、ステップ１５０９では、ライトアフタ処理の完了
に伴うセグメント管理情報４００の中の必要な情報の更
新を行なう。そして、ステップ１５１０に移行する。

ステップ１５１０では、ライトアフタ実行中フラグ１２
００をリセットし、処理を終了させる。

第１８図は、ライトアフタエラー判定部１３の処理フロ
ー図である。

チャネル２２経由でＣＰＵ２０からの入出力要求を受け
付けた時、この処理フローが実行される。

ステップ１６００では、入出力対象となるディスク装置
２４に対応したライトアフタ情報１１００内のレコード
番号不一致情報１２０３あるいはフィールド長不一致情
報１２０４がセットされているかをチェックする。セッ
トされていなければ、処理を終了する。セットされてい
れば、ステップ１６０１に移行する。

ステップ１６０１では、ＣＰＵ２０に対して、発生した
エラーの報告を行い、処理を終了する。

次に、第１９図〜第２５図を参照して、第２の実施例を
説明する。この第２の実施例は、ライト対象のレコード
３０１がキャッシュメモリ２６に格納されていない場合
、制御袋ｆｉ２３が保持する情報に基づいてディレクタ
２５が判断し、キャッシュメモリ２６にデータを書き込
んだ段階で、ライト処理を完了させるものである。

第１９図は、本実施例における情報処理システムを詳細
に表したブロック図である。第１図に示した第１の実施
例との相違点は、ライトアフタ用メモリ２７内に、各ト
ラック３００がレコード番号の重複のあるものか重複の
ないものかを示すライトアフタトラック情報ａ１７００
を含む点である。また、ＣＰＵ２０からの指定情報ｂ３
３００には、ライト対象とするレコード３０１がキャッ
シュメモリ２６に格納されていなかった時の処理モード
を指定する前記指定情報５が含まれていない点である。

また、キャッシュ書き込み動作１２０の実行条件ｂ３３
１０に、ライト対象のトラック３００がレコード番号の
重複のないものであるという条件が含まれる点である。

これら３点以外は、第１図と同様である。そこで以下で
は、第１の実施例と異なる点を中心に説明する。

第２０図は、本実施例におけるライトアフタ用メモリ２
７の構成である。第１２図に示した第１の実施例におけ
るライトアフタ用メモリ２７の構成と異なる点は、ライ
トアフタトラック情報ａ１７００を含む点である。この
ライトアフタトラック情報ａ１７００は、各ディスク装
置２４に対応して設ける。

第２１図は、上記ライトアフタトラック情報ａ１７００
の構成を示したものである。ライトアフタトラック情［
ａ１７００は、ディスク装置２４の各トラック３００が
レコード番号の重複していない状態か１重複している状
態か、いずれとも不明の状態かのいずれかを表すトラッ
ク状態ａ１８００を保持している。各トラック３００の
トラック状態ａ１８００は、トラック番号順に格納され
る。

第２２図は、トラック状態ａ１８００の状態遷移を示し
ている。まず、トラック状態ａ１８００の初期状態は、
そのトラック３００がレコード番号の重複がないか重複
があるか不明の状態３９１になっている。この状態３９
１で、パーシャルライト要求を受け付けると、ディレク
タ２５は、当該トラック３００がレコード番号の重複し
ていない状態か重複している状態かをチェックする。そ
して、レコード番号の重複していない状態である場合、
トラック状態ａ１８００をレコード番号の重複がない状
１％’３９２にする。また、レコード番号の重複してい
る状態の場合、トラック状態ａ１８００をレコード番号
の重複がある状態３９３にする。さらに、フォーマット
ライト要求を受け付けると、ディレクタ２５は、トラッ
ク状態ａ１８００を前記レコード番号の重複がないか重
複があるか不明の状態３９１に戻す。これは、フォーマ
ットライト処理により、レコード３０１のレコード番号
６０２に変化が生じる可能性があるためである。

キャッシュ２６．セグメント４００の格納形式。

ディレクトリ２８．セグメント管理情報５００゜トラッ
ク票５０１および空きセグメントキュー先頭ポインタ５
０２は、それぞれ、第６図、第７図。

第８図、第９図、第１０図および第１１図に示した第１
の実施例における構成と同様である。

第２３図は、本実施例におけるディレクタ２５の構成を
示すものである。第１４図に示す第１の実施例における
ディレクタ２５の構成と異なる点は、以下の２つの構成
を含む点である。

ライトアフタトラック情報管理部ａ１４・・・トラック
状態ａ１８００がレコード番号の重複がないか重複があ
るか不明の状態３９１であるトラック３００に対してパ
ーシャルライト要求を受け付けた時、当該トラック３０
０がレコード番号の重複していない状態か重複している
状態かをチェックし、その結果をトラック状態ａ　１８
００に格納する動作を行なうものである。

ライトアフタトラック情報管理部ｂ１５・・・あるトラ
ック３００に対するフォーマットライト要求を受け付け
ると、当該トラック３００のトラック状態ａ１８００を
レコード番号の重複がないか重複があるか不明の状！！
３９１に戻す動作を行なうものである。

キャッシュパーシャルライト部１０．ライトアフタスケ
ジュール部１１．ライトアフタ転送部１２およびライト
アフタエラー判定部１３の処理フローは、それぞれ、第
１５図〜第１８図に示した処理フローと同様である。た
だし、キャッシュパーシャルライト部１０のみの実行契
機が異なる。

すなわち、本実施例では、ＣＰｔＪ２０から受け付けた
パーシャルライト要求の処理対象となるトラック３００
のトラック状態ａ　１８００が、レコード番号の重複が
ない状態３９２になっている時である。

第２４図（ａ）（ｂ）は、ライトアフタトラック情報管
理部ａ１４の処理フローである。

第２４図（ａ）の処理フローの実行契機は、レコード番
号の重複があるか重複がないか不明の状態３９１になっ
ているトラック状態ａ１８００のトラック３００に対し
てのパーシャルライト要求を受け付けた時である。

ステップ２０００では、パーシャルライト要求の対象と
なったトラック３００に対して位置付は要求を発行し、
処理を終了する。

第２４図（ｂ）の処理フローの実行契機は、前記ステッ
プ２０００で発行した位置付は要求が完了した時である
。

ステップ２００１では、パーシャルライト対象となった
トラック３００上のレコード３０１を全て読み出し、レ
コード番号に重複があるか重複がないかを判定する。

ステップ２００２では、前記判定の結果を、当該トラッ
ク３００に対応するトラック状態ａ１８００に記憶し、
処理を終了させる。

第２５図は、ライトアフタトラック情報管理部ｂ１５の
処理フロー図である。

この処理フローの実行契機は、ディレクタ２５が、フォ
ーマットライト要求を受け付けた時である。

ステップ２１００では、フォーマットライト対象となる
トラック３００に対応したトラック状態ａ１８００を、
レコード番号の重複がないか重複があるか不明の状態３
９１にし、処理を終了する。

次に、第２６図〜第３４図を参照して、第３の実施例を
説明する。この第３の実施例は、ライト対象のレコード
３０１がキャッシュメモリ２６に格納されていない場合
、ＣＰＵ２０からの特定の指定情報を受けたときのみ、
キャッシュメモリ２６にデータを書き込んだ段階で、ラ
イト処理を完了させるもので、且つ、ライト対象となっ
たレコド３０１のトラック３００上の物理的書き込み位
置を計算することにより、ライトアフタ処理の効率化を
図るものである。

物理的書き込み位置を計算することにより効率化を図れ
るのは、次の理由による。

すなわち、第３３図に示すように、読み書きヘッド３０
９の下をレコード３０１が通過する方向に物理的書き込
み位置が並ぶ順番で複数のライトアフタレコード１６０
を書き込めば、相対速度が上がるから、書き込みの効率
を向上できる。また、第３４図に示すように、２つのラ
イトアフタレコード１６０の物理的書き込み位置が所定
距離以上離れている時、−時的に、ライトアフタ処理を
中断すると、２つのライトアフタレコード１６０の間で
のディレクタ２５やデータ伝送路の無駄な占有時間がな
くなるため、効率を向上できる。

第２６図は、本実施例における情報処理システムを詳細
に表したブロック図である。第１図に示した第１の実施
例との相違点は、以下のとおりである。

まず、ＣＰＵ２０内らの指定情報３４００は、指定情報
５がなく、指定情報６および指定情報７がある点が異な
る。

指定情報６は、ライトデータ量を指定するものである。

ライト対象フィールドが１つの場合、そのフィールド６
０６の長さが、ライトデータ量となる。この指定情報６
をＣＰＵ２０からディレクタ２５が受け取ると、チャネ
ル２２からデータを受け取る前に、ライト対象のレコー
ド３０１のトラック３００上の物理的位置の計算を実行
可能となる。ただし、必須の情報ではないため、図では
０を付けている。

指定情報７は、ライト対象となるトラック３００が、以
下の構造上の集件Ａ〜条件Ｃを満足していることを示す
情報である。

条（ｌ［Ａ・・・ライト対象のトラック３００内の各レ
コード３０１のレコード番号６０２が、制御レコード３
１０のレコード番号６０２から順に、０番からの１づつ
の昇順である。

条件Ｂ・・・制御部６００以外のフィールド６０６がデ
ータ部６０１のみであり、制御レコード３１０以外のレ
コード３０１のデータ部６０１の長さが、同一トラック
内の各レコードで等しい。

条件Ｃ・・・制御レコード３１０が、標準レコードであ
る。すなわち、制御レコード３１０の制御部６００以外
のフィールド６０６がデータ部６０１のみであり、且つ
、データ部６０１の長さがある決まった基準長である。

上記構造上の条件Ａ−Ｃが満足されていれば、レコード
３０１のトラック３００上の物理的書き込み位置を計算
することが可能となる。

物理的書き込み位置の計算が可能となる理由は、次の通
りである。

すなわち、条件Ａが成立していると、ディレクタ２５が
チャネル２２から受け取ったレコード番号６０２により
、ライト対象のレコード３０１がトラック３００の先頭
から何番目のレコードであるかが分かる。次に、条件Ｂ
および条件Ｃが成立していると、チャネル２２から受け
取ったデータの長さ又は前記指定情報６によるライトデ
ータ量により、トラック３００上の全てのレコード３０
１の各フィールド６０６の長さが明らかになる。

以上より、ライト対象のレコード３０１のトラック３０
０上の物理的位置の計算が可能となる。

ライト対象のトラック３００が上記条件Ａ〜条件Ｃを満
足するかどうかは、ＣＰＵ２０内の制御機構が把握して
いる。このため、ＣＰＵ２０が指定情報７を生成するこ
とが出来る。

次に、キャッシュ書き込み動作１２０の実行条件ｃ３４
１０は、ライト対象となるトラック３００が条件Ａ〜条
件Ｃを満足していることが条件となる点が異なる。

次に、ライトアフタデータ２９のディスク装置２４への
書き込みは、以下の点が異なる。

すなわち、ディレクタ２５は、ライトアフタ動作ｄ３４
２０により、ディスク装置２４内のトラック上の計算し
た書き込み位置近傍の一定の範囲内に、指定情報３によ
り受け取ったレコード番号６０２を有するレコード３０
１が存在するか否かをチェックする。計算した書込み位
置近傍の一定範囲内をさがすのは、トラック３００上に
リード／ライトが困難な不良位置が存在するため、レコ
ード３０１の記憶位置が若干ずれている可能性があるか
らである。

キャッシュメモリ２６．ディレクトリ２８．トラック票
５０１．空きセグメントキュー先頭ポインタ５０２およ
びライトアフタ用メモリ２７の構成は、それぞれ、第６
図、第８図、第１０図、第１１図および第１２図に示し
た第１の実施例における構成と同様である。

セグメント４００の構成は、擬似制御部１Ｏ００、キ一
部ポインタ１００１．データ部ポインタ１００２、擬似
制御部フラグ１００３は、第７図に示した第１の実施例
の構成と同様である。

ただし、条件Ａ〜条件Ｃを満足するトラック３００内の
レコード３０１にはキ一部６０７が存在しないため、擬
似制御部１ｏｏｏ内のキ一部長６０８は常に０で、キ一
部ポインタ１００１は常にｎｕｌｌ値をとる。また、パ
ーシャルライト対象となるフィールド６０６はデータ部
６０１のみであるため、擬似制御部１０００．キ一部ポ
インタ１００１、データ部ポインタ１００２．擬似制御
部フラグ１００３およびデータ部６０１は、連続領域に
格納される。

第２７図は、本実施例におけるセグメント管理情報５０
０の構成である。第９図に示した第１の実施例における
構成との相違は、以下の情報を含む点である。

書き込み位置計算可能ビット２２００・・・本セグメン
ト管理情報に対応したトラック３００が、条件Ａ〜条件
Ｃを満足していることを表す。

固定データ部長２２０１・・・制御レコード３１０以外
のレコード３０１の固定長であるデータ部６０１の長さ
を表す。

第２８図は、ライトアフタ情報１１００の構成を表す。

第１３図の第１の実施例における構成との相違は、以下
の情報を含む点である。

ライトアフタ開始レコード番号２３００・・・本実施例
では、２つのライトアフタレコード１６０のトラック３
００上の位置が一定値以上離れている場合、ライトアフ
タ処理の効率化を目的として、−度、ディスク装置２４
との転送を中断して、位置付は処理に入る。このため、
次のライトアフタレコード１６０のレコード番号６０２
を設定しておく。

レコード物理位置不一致情報２３０１・・・計算した物
理位置にレコード３０１が存在しなかった時にセットす
る。

ディレクタ２５の構成は、第１４図の第１の実施例と同
様であり、キャッシュパーシャルライト部１０．ライト
アフタスケジュール部１１．ライトアフタ転送部１２お
よびライトアフタエラー判定部１３により構成される。

ただし、それぞれの処理フローは異なるため、以下、説
明する。

第２９図は、キャッシュパーシャルライト部１０の処理
フロー図である。第１５図の第１の実施例における処理
フローと同様、ライト対象のレコード３０１が既にキャ
ッシュメモリ２６に格納されていた場合の処理も含んで
いる。

ライト対象のトラック３００が条件Ａ〜条件Ｃを満たし
ている情報を含むパーシャルライト要求を受け取った時
、この処理フローを実行する。

以下、第１５図の第１の実施例における処理フローと異
なる点を中心に説明を行う。

ステップ２４００では、指定情報４で受け取ったレコー
ド番号、指定情報６で受け取ったライトデータ量により
、当該レコード３０１のトラック３００上の物理位置を
計算する。

ステップ２４０１では、この計算した物理位置が実際の
トラック３００の範囲内に入っているかをチェックする
。入っていない場合、ステップ２４１２ヘジヤンプする
。入っている場合、ステップ２４０２へ移行する。

ステップ２４０２では、ライト対象となるトラック３０
０に対してセグメント４００を割り当てであるかをチェ
ックする。既にセグメント４００が割り当て済みの場合
、ステップ２４０７にジャンプする。まだ割り当ててい
ない場合は、ステップ２４０３へ移行する。

ステップ２４０３．ステップ２４０４の処理は、セグメ
ント４００．セグメント管理情報５００を割り当ててい
なかったトラック３００に対して、これらの資源を割り
当て、セグメント管理情報５００を初期化する処理であ
る。これらの処理は、第１５図のステップ１３０１．ス
テップ１３０２と同様の処理である。

ステップ２４０５．ステップ２４０６は、それまでキャ
ッシュメモリ２６に存在しなかったレコード３０１に対
してパーシャルライト要求を受け付けた時の処理である
。この内容も、第１５図のステップ１３０３．ステップ
１３０４と同様である。ステップ２４０６の処理の後、
ステップ２４１１にジャンプする。

一方、ステップ２４０７では、指定情報６により受け取
ったライトデータ量の正当性のチェックが可能か否かを
判別する。

ライト対象となるレコード３０１が制御レコード３１０
の場合は、条件Ｃにより、トラック３００上の制御レコ
ード３１０のデータ部長６０２は特定の基準値であるか
ら、ＣＰＵ２０が指定したライトデータ量と、制御レコ
ード３１０のデータ部６０１の基準長とを比較すること
で、正当性のチェックが可能である。

ライト対象となるレコード３０１が制御レコード３１０
以外の場合は、条件Ｂにより、制御レコード３１０以外
のレコード３０１のデータ部長６０２は等しいから、制
御レコード以外のレコード３０１が１つでもキャッシュ
メモリ２６に格納されていれば、ＣＰＵ２０が指定した
ライトデータ量と、キャッシュメモリ２６に格納されて
いる制御レコード以外のレコード３０１のデータ部長と
を比較することで、正当性チェックが可能となる。

正当性のチェックが不可能なら、ステップ２４０９ヘジ
ヤンプする。正当性のチェックが可能なら、ステップ２
４０８へ移行する。

ステップ２４０８では、正当性のチェックを行なう。正
当でないなら、ＣＰＵ２０にエラー報告をするため、ス
テップ２４１２ヘジヤンプする。

正当なら、ステップ２４０９へ移行する。

ステップ２４０９では、ライト対象のレコード３０１が
キャッシュメモリ２６に格納されているか否かをチェッ
クする。これは第１５図のステップ１３０５と同様であ
る。格納されていない場合、前記ステップ２４０５ヘジ
ヤンプする。格納されている場合は、ステップ２４１０
に移行する。

ステップ２４１０では、キャッシュメモリ２６に格納し
ているデータ部６０１に、チャネル２２から受け取った
データを書き込む。

ステップ２４１１では、セグメント管理情報５００の必
要な部分の更新を行い、さらに、ライト処理の完了をチ
ャネル２２経由でＣＰＵ２０に報告し、処理を終了させ
る。

一方、ステップ２４１２では、ライトデータ量が妥当で
なかったことを、チャネル２２を経由してＣＰＵ２０に
報告し、処理を終了させる。

第３０図は、ライトアフタスケジュール部１１の処理フ
ロー図である。

この処理フローは、ディレクタ２５が空いた時間を利用
して実行する。

まず、ステップ２５００は、第１６図の第１の実施例に
おけるステップ１５００と同様の動作である。

ステップ２５０１では、ライトアフタ開始レコード番号
２３００に、実行対象としたトラック３００に対応した
セグメント管理情報５００内の更新レコードポインタ８
０７がｎｕｌｌ値でない最も小さいレコード番号６０２
を設定する。条件へにより、レコード番号６０２の小さ
い順にライトアフタレコード１６０を選択すると、第３
３図に示すように、円板３０８の回転方向と逆方向に書
き込み処理を進めることができ、効率を上げられる。

ステップ２５０２では、実行対象としたディスク装置２
４に対して、ライトアフタ対象とするトラック３００へ
の位置付は要求を発行する。

第３１図は、ライトアフタ転送部１２の処理フロー図で
ある。

この処理フローの実行契機は、第３０図のステップ２５
０２で発行したディスク装！！Ｆ２，１への位買付は要
求が完了した時である。

ステップ２６００では、最初にライト処理の対象とする
ライトアフタレコード１６０として、ライトアフタ開始
レコード番号２３００に対応した更新レコードポインタ
８０７が指すライトアフタレコード１６０を選択する。

ステップ２６０１では、更新レコードポインタ８０７に
対応したライトアフタレコード１６０のトラック３００
上の物理的書き込み位置を計算する。

ステップ２６０２では、前記計算した物理的書き込み位
置を含む一定範囲内に実際にレコード３０１が記憶され
ているか否かをチェックする。記憶されていない場合、
ステップ２６１０ヘジヤンプする。記憶されている場合
は、ステップ２６０３に移行する。

ステップ２６０３では、記憶されていたレコード３０１
の制御部６０１を読み出す。

ステップ２６０４では、読み出した制御部６０１のレコ
ード番号６０２と、更新レコードポインタ８０７にポイ
ントされた擬似制御部１０００あるいは制御部６００内
のレコード番号６０２のチェックを行う。一致しない場
合、エラーであるため、ステップ２６１２にジャンプす
る。一致した場合は、ステップ２６０５に移行する。

ステップ２６０５では、読み出した制御部６０１のデー
タ部長６０３と、更新レコードポインタ８０７にポイン
トされた擬似制御部１０００あるいは制御部６００内の
データ部長６０３のチェックを行なう。一致しない場合
、エラーであるため、ステップ２６１１ヘジヤンプする
。一致した場合は、ステップ２６０６に移行する。

ステップ２６０６では、ライトアフタデータ１６０を、
トラック３００上に書き込む。

ステップ２６０７では、次にレコード番号６０２の値が
大きく、且つ、ｎｕｌｌ値でない更新レコードポインタ
８０７を見つける。見つからない場合、そのトラック３
００についての全てのライトアフタレコード１６０の書
き込みが完了したことになるため、ステップ２６１３に
ジャンプする。

見つかった場合、ステップ２６０８に移行する。

ステップ２６０８では、見つかった更新レコードポイン
タ８０７に対応するレコード３０１までの間隔を計算し
、一定値以上あるか否かをチェックす、る。一定値未満
の場合、見つかった更新レコードポインタ３０８に対応
するレコード３０１の書き込み処理を実行するため、前
記ステップ２６０１ヘジヤンプする。一定値以上ある場
合は、ステップ２６０９に移行する。

ステップ２６０９では、ディスク装置２４への位置付は
要求を発行し、−度、処理を中断する。

この時、ライトアフタ開始レコード番号２３００に、次
にライトアフタ対象とするレコード３０１のレコード番
号６０２を設定しておく。また、セグメント管理情報５
００の必要な部分の更新も行っておく。

一方、ステップ２６１０では、レコード物理位置不一致
情報２３０１をセットする。そして、ステップ２６１４
ヘジヤンプする。

一方、ステップ２６１１では、フィールド長不一致情報
１２０４をセットする。そして、ステップ２６１４ヘジ
ヤンプする。

ステップ２６１２〜ステツプ２６１４は、第１７図のス
テップ１５０８〜ステツプ１５１０の処理と同様であり
、それぞれ、レコード番号不一致情報１２０３のセット
、セグメント管理情報５００の更新、ライトアフタ実行
中フラグ１２００のリセットを実行する。

第３２図は、ライトアフタエラー判定部１３の処理フロ
ーである。

この処理フローの実行契機は、第１８図の第１の実施例
における処理フローの場合と同様であり、チャネル２２
経由でＣＰＵ２０からの入出力要求を受け付けた時であ
る。

ステップ２７００では、入出力対象となるディスク装置
２４に対応したライトアフタ情報１１００内のレコード
番号不一致情報１２０３．フィールド長不一致情報１２
０４あるいはレコード物理位置不一致情報２３０１がセ
ットされているか否かをチェックする。いずれもセット
されていなければ、処理を終了させる。いずれかがオン
であれば、ステップ２７０１に移行する。

ステップ２７０１では、ＣＰＵ２０に対して発生したエ
ラーの報告を行う。

次に、第３５図〜第４１図を参照して、第４の実施例を
説明する。この第４の実施例は、ライト対象のレコード
３０１がキャッシュメモリ２６に格納されていない場合
、制御袋ｖ！！２３が保持している情報に基づいてディ
レクタ２５が判断し、キャッシュメモリ２６にデータを
書き込んだ段階で、ライト処理を完了させるもので、且
つ、ライト対象となったレコード３０１のトラック３０
０上の物理的書き込み位置を計算することにより、ライ
トアフタ処理の効率化を図るものである。

制御装置２３が保持している情報は、各トラック３００
が前記条件Ａ〜条件Ｃを満足するか否かを表す情報であ
る。

第３５図は、本実施例における情報処理システムを詳細
に表したブロック図である。第２６図に示した第３の実
施例との相違点は、以下のとおりである。。

まず、ＣＰＵ２０からの指定情報３５００は、指定情報
７がない点が異なる。

次に、ライトアフタ用メモリ２７内に、ディスク装置２
４上の各トラック３００が、条件Ａ〜条件Ｃを満足する
か否かを表す情報を有する点が異なる。

次に、実行条件ｃ３４１０は、ディレクタ２５がライト
アフタ用メモリ２７内の情報により条件を判別する点が
異なる。

キャッシュメモリ２６．ディレクトリ２８．セグメント
管理情報５００．）ラック票５０１および空きセグメン
トキュー先頭ポインタ５０２は、それぞれ、第６図、第
８図、第２７図、第１０図および第１１図に示した構成
と同様である。

第３６図は、本実施例におけるライトアフタ用メモリ２
７の構成である。第２０図に示した第３の実施例におけ
る構成と累なる点は、ライトアフタトラック情報ａ１７
００の代りに、ライトアフタトラック情報ｂ２８００を
含む点である。ライトアフタ情報ｂ２８００も各ディス
ク装置２４に対応して設ける。

第３７図は、前記ライトアフタトラック情報ｂ２８００
の構成を示したものである。ライトアフタトラック情報
ｂ２８００は、以下の情報により構成される。それぞれ
の情報は、ディスク装置２４の各トラック３００ごとに
保持される。

トラック状態ｂ２９００・・・対応するトラック３００
が条件Ａ〜条件Ｃを満たしている状態か。

満たしていない状態か、いずれとも不明の状態かを表す
。

固定長データ部情報２９０１・・・対応するトラック３
００が条件Ａ〜条件Ｃを満足するとき、全てのレコード
３０１の間で共通値となるデータ部６０１の長さを表す
。

第３８図は、トラック状態ｂ２９００の状態遷移を示す
ものである。トラック状態ｂ２９００の状態遷移の契機
は、第２２図に示した第２の実施例におけるトラック情
報ａ１８００の状態遷移の契機と同様である。すなわち
、そのトラック３０Ｏが条件Ａ〜条件Ｃを満たしている
か否かが不明の状態４０１でパーシャルライト要求を受
け付けた時は、当該トラック３００が条件Ａ〜条件Ｃを
満足するか満足しないかをチェックし、その結果をトラ
ック状態ｂ２９００に格納する。また、当該トラック３
００に対するフォーマットライト要求を受け付けた時は
、当該トラック３００のトラック状態ｂ２９００が条件
Ａ〜条件Ｃを満足しているか否かが不明の状態４０１に
戻す。

トラック情報ｂ　２９００．固定長データ部情報２９０
１の格納順序も、第２２図に示した第２の実施例におけ
るトラック情報ａ１８００と同様であり、トラック番号
順に格納される。

ディレクタ２５の構成は、第２３図の第２の実施例と同
様である。

ライトアフタスケジュール部１１．ライトアフタ転送部
１２およびライトアフタエラー判定部１３の処理フロー
は、第３０図〜第３２図に示した第３の実施例の処理フ
ローと同様である。ただし、キャッシュパーシャルライ
ト部１０．　ライトアフタトラック情報管理部ａ１４お
よびライトアフタトラック情報管理部ｂ１５の処理フロ
ーは異なるため、以下、説明する。

第３９図は、キャッシュパーシャルライト部１０の処理
フロー図である。第１５図の第１の実施例における処理
フローと同様、ライト対象のレコード３０１が既にキャ
ッシュメモリ２６に格納されていた場合の処理も含んで
いる。

この処理フローの実行契機は、ディレクタ２５が、チャ
ネル２２経由でＣＰＵ２０から受け付けたパーシャルラ
イト要求の処理対象となるトラック３００のトラック状
態ｂ２９００が、条件Ａ〜条件Ｃを満足している状態４
０２になっている時である。

ステップ３０００では、ＣＰＵ２０から受け取ったライ
トデータ量の正当性をチェックする。本実施例では、ラ
イト対象となるトラック３００にセグメント４００を割
り当てていない場合でも、固定長データ部情報２９０１
の値により、ライトデータ量の正当性のチェックが可能
となる。ライトデータ量に正当性、がない場合、ステッ
プ３０１１ヘジヤンプする。正当性がある場合、ステッ
プ３００１に移行する。

ステップ３００１以下の処理は、第２９図の処理フロー
に含まれる内容である。すなわち、ステップ３００１〜
ステツプ３００７は、第２９図のステップ２４００〜ス
テプ２４０６に対応する。

また、ステップ３００８〜ステツプ３０１１は、第２９
図のステップ２４０９〜ステプ２４０１２に対応する。

第４０図（ａ　）（ｂ　）は、ライトアフタトラック情
報管理部ａ１４の処理フロー図である。第２４図に示す
第３の実施例における処理フローとの差異は、第２４図
の処理フローがライトアフタトラック情報ａ１７００を
取扱の対象とするのに対し、第４０図の処理フローはラ
イトアフタトラック情報ｂ２８００を取扱の対象とする
点である。

第４０図（ａ）の処理フローの実行契機は、第２４図（
ａ）の実行契機と同様である。

ステップ３１００では、パーシャルライト対象となった
トラック３００に対する位置付は要求を発行する。

第４０図（ｂ）の処理フローの実行契機は、前記ステッ
プ３１００で発行した位置付は要求が完了した時である
。

ステップ３１０１では、パーシャルライト対象となるト
ラック３００上のレコード３０１を全て読み出し、当該
トラック３００が、条件Ａ〜条件Ｃを満足するか否かを
判定する。

ステップ３１０２では、前記ステップ３１０１での判定
結果を、当該トラック３００に対応するトラック状態ｂ
２９００に格納する。さらに、条件Ａ〜条件Ｃを満足す
る場合には、データ部６０１の長さを、固定長データ部
情報２９０１に設定し、処理を終了させる。

第４１図は、ライトアフタトラック情報管理部ｂ１５の
処理フロー図である。第２５図に示す第３の実施例にお
ける処理フローとの差異は、第２５図の処理フローがラ
イトアフタトラック情報ａ１７００を取扱の対象とする
のに対し、第４１図の処理フローはライトアフタトラッ
ク情報ｂ２８０を取り扱いの対象とする点である。

第４１図の処理フローの実行契機は、第２５図の実行契
機と同様である。

ステップ３２００では、ライト対象となるトラック３０
０に対応したトラック状態ｂ２９００を、条件Ａ〜条件
Ｃを満たしているか否か不明の状態４０１にし、処理を
終了する。

さて、前記第３の実施例および上記第４の実施例では、
キャッシュメモリ２６に格納する際に、そのレコードを
格納する位置の連続性についての考慮を全く行なってい
ない。

しかし、トラック３００上で物理的に連続した位置にあ
るレコード３０１を、セグメント４００でも連続して格
納するというＩ１１限をつけた方がキャッシュ制御が簡
単になるというメリットがある。

この制限を、連続格納制限と呼ぶ。

たとえば、第４２図に示すように、トラック３００上で
物理的に連続してレコードｍ３６００とレコードｎ３６
０１とがあるものとする。トラッり３００上で連続して
いるレコードｍ３６００とレコードｎ３６０１とを連続
して読み出す処理は、ＣＰＵ２０がしばしば要求する処
理である。この場合に、セグメント４００にレコードｍ
３６００とレコードｎ３６０１とを連続して格納してお
けば、ディレクタ２５は、セグメント４００内の領域を
単純に連続して読み出し、ＣＰｔＪ２０に送ればよい。

つまり、レコードｎ３６０１を転送する際、セグメント
管理情報５００内のレコードポインタｎ３６０３を参照
する処理を削減することができる。

上記の連続格納制限を守るためには、ディレクタ２５が
、キャッシュメモリ２６にデータを書き込んだ段階でラ
イト処理を完了させることを行なう場合を、以下の連続
格納条件１〜連続格納条件３が満足された時に限定すれ
ばよい。

連続格納条件１・・・ライト対象のトラック３００上の
レコード３０１が、全くキャッシュメモリ２６に格納さ
れていないこと。この場合、ディレクタ２５は、ライト
対象のレコードに４３００のみを、第４３図（ａ）に示
すように、新たに確保したセグメント４００内に格納す
ることになるため、連続格納制限を満足できる。

連続格納条件２・・・ライト対象のレコード３０１が、
連続格納制限を満足した状態でキャッシュメモリ２６に
格納されているレコード３０１であること。この場合、
ディレクタ２５は、第４３図（ｂ）に示すように、すで
に格納されているレコードに４３００にデータを書き込
むだけであるから、連続格納制限を満足できる。

連続格納条件３・・・ライト対象のレコード番号６０２
が、キャッシュメモリ２６に格納されているライト対象
のトラック３００のレコード３０１のレコード番号６０
２の中の最大値より１つ大きい値であること。この場合
、第４３図（ｃ）に示すように、ディレクタ２５は、レ
コードに４３００を、それまでセグメント４００内に格
納していたレコード３０１の後に格納すれば、連続格納
条件を満足させることができる。

連続格納制限は、ライト対象となるトラック３００が条
件Ａ〜条件Ｃを満足することをＣＰＵ２０から通知して
もらう場合（第３の実施例）にも、制御袋Ｈ２３が各ト
ラック３００ごとに条件Ａ〜条件Ｃを満足するか否かに
関する情報をもつ場合（第４の実施例）にも、いずれに
も適用可能であり、その場合、セグメント管理情報５０
０のみが、この連続格納制限を設けない場合と異なる。

第４４図は、この連続格納制限を設ける第５の実施例に
おけるセグメント管理情報５００の構成を示すものであ
る。第２７図の第３の実施例における構成と異なる点は
、キャッシュ内最大レコード番号３７００を含む点であ
る。キャッシュ内最大レコード番号３７００は、キャッ
シュメモリ２６に格納されているレコード３０１のレコ
ード番号６０２の中の最大の値を表している。

第２９図〜第３２図、第３９図〜第４１図の処理フロー
は基本的にそのまま適用できる。ただし、第２９図、、
第３９図のキャッシュパーシャルライト部１０の処理フ
ローの実行契機が異なる。すなわち、ライト対象となる
トラック３００が条件Ａ〜条件Ｃを満足し、且つ、連続
格納条件１〜連続格納条件３が満足された時が実行契機
となる。

［発明の効果］ 本発明のキャッシュ制御方法および制御装置によれば、
パーシャルライト対象となるレコードが、キャッシュメ
モリに予め格納されていない場合でも、キャッシュメモ
リにライトデータを書き込んだ段階で、ライト処理を完
了させることが可能となる。したがって、キャッシュメ
モリを利用したライト処理の高速化が可能な範囲を大幅
に増大させることが出来るようになる。また、レコード
の物理的を計算することによって、処理効率を向上でき
るようになる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の第１の実施例における制御装置の基本
構成を示すブロック図、第２図は本発明に係る情報処理
システムのブロック図、第３図はディスク装置２４の構
成説明図、第４図はレコード３０１の構成例示図、第５
図はレコード３０１の別の構成例示図、第６図は本発明
の第１の実施例におけるキャッシュメモリ２６の構成例
示図、第７図は本発明の第１の実施例におけるセグメン
トの構成例示図、第８図は本発明の第１の実施例におけ
るディレクトリ２８の構成例示図、第９図は本発明の第
１の実施例におけるセグメント管理情報５００の構成例
示図、第１０図は本発明の第１の実施例におけるトラッ
ク票５０１の構成例示図、第１１図は本発明の第１の実
施例における空きセグメントキュー先頭ポインタ５０２
の説明図、第１２図は本発明の第１の実施例におけるラ
イトアフタ用メモリ２７の構成例示図、第１３図は本発
明の第１の実施例におけるライトアフタ情報１１００の
構成例示図、第１４図は本発明の第１の実施例における
ディレクタ２５の構成例示図、第１５図は本発明の第１
の実施例におけるキャッシュパーシャルライト部１０の
処理フロー図、第１６図は本発明の第１の実施例におけ
るライトアフタスケジュール部１１の処理フロー図、第
１７図は本発明の第１の実施例におけるライトアフタ転
送部１２の処理フロー図、第１８図は本発明の第１の実
施例におけるライトアフタエラー判定部１２の処理フロ
ー図、第１９図は本発明の第２の実施例における制御装
置の基本構成を示すブロック図、第２０図は本発明の第
２の実施例におけるライトアフタ用メモリ２７の構成例
示図、第２工図は本発明の第２の実施例におけるライト
アフタトラック情報ａ１７００の構成例示図、第２２図
は本発明の第２の実施例におけるトラック状態ａ１８０
０の状態遷移図、第２３図は本発明の第２の実施例にお
けるディレクタ２５の構成例示図、第２４図（ａＨｂ）
は本発明の第２の実施例におけるライトアフタトラック
情報管理部ａ１４の処理フロー図、第２５図は本発明の
第２の実施例におけるライトアフタ情報管理部ｂ１５の
処理フロー図、第２６図は本発明の第３の実施例におけ
る制御装置２３の基本構成を示すブロック図、第２７図
は本発明の第３の実施例におけるセグメント管理情報５
００の構成例示図、第２８図は本発明の第３の実施例に
おけるライトアフタ情報１１００の構成例示図、第２９
図は本発明の第３の実施例におけるキャッシュパーシャ
ルライト部１０の処理フロー図、第３０図は本発明の第
３の実施例におけるライトアフタスケジュール部１１の
処理フロー図、第３１図は本発明の第３の実施例におけ
るライトアフタ転送部１２の処理フロー図、第３２図は
本発明の第３の実施例におけるライトアフタエラー判定
部１２の処理フロー図、第３３図および第３４図は効率
的なライトアフタレコード１６０の書き込み方法を示す
概念図、第３５図は本発明の第４の実施例における制御
装置２３の基本構成を示すブロック図、第３６図は本発
明の第４の実施例におけるライトアフタ用メモリ２７の
構成例示図、第３７図は本発明の第４の実施例における
ライトアフタトラック情報ｂ２８００の構成例示図、第
３８図は本発明の第４の実施例におけるトウー／９状！
！ｂ　２９００ノ状ｇｓ遷移図、第３９図は本発明の第
４の実施例におけるキャッシュパーシャルライト部ｌＯ
の処理フロー図、第４０図（ａ）（ｂ）は本発明の第４
の実施例におけるライトアフタトラック情報管理部ａ１
４の処理フロー図、第４１図は本発明の第４の実施例に
おけるライトアフタトラック情報管理部ｂ１５の処理フ
ロー図、第４２図はトラック３００上の連続した位置に
記憶されたレコード３０１とセグメント４００における
連続した領域に格納したレコードの例示図、第４３図（
ａ）（ｂ）（ｃ）は各々連続格納条件を説明するための
セグメント４００の構成例示図、第４４図は本発明の第
５の実施例におけるセグメント管理情報５００の構成例
示図である。 （符号の説明） １０・・・キャッシュパーシャルライト部１１・・・ラ
イトアフタスケジュール部１２・・・ライトアフタ転送
部 １３・・・ライトアフタエラー判定部 １４・・・ライトアフタトラック情報管理部ａ１５・・
・ライトアフタトラック情報管理部ｂ２３・・・制御装
置　　　２４・・・ディスク装置２５・・・ディレクタ
　　２６・・・キャッシュメモリ２７・・・ライトアフ
タ用メモリ ２８・・・ディレクトリ １００・・・ＣＰＵからの指定情報ａ １１０・・・実行条件ａ １２０・・・キャッシュ書き込み動作 １３０・・・ライトアフタ動作ａ １４０・・・ライトアフタ動作し １５０・・・ライトアフタ動作Ｃ ２００・・・データ処理装置 ３００・・・トラック　　　３０１・・・レコード３１
０・・・制御レコード　４００・・・セグメント５００
・・・セグメント管理情報 ５０１・・・トラック票　　６００・・・フィールド６
０１・・・データ部　　　６０２・・・レコード番号６
０３・・・データ部長　　６０７・・・キ一部６０８・
・・キ一部長。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、データ処理装置と、キャッシュメモリを有する制御
   装置と、レコードを記憶する記憶装置とを接続してなる
   情報処理システムにおいて、 制御装置が、 （ａ）データ処理装置から、ライト対象のレコードに対
   するライト要求を受け取り、 （ｂ）そのライト対象のレコードが、キャッシュメモリ
   に格納されていないとき、そのラ イト対象のレコード上に書き込むべきデー タをデータ処理装置から受け取り、 （ｃ）受け取ったデータをキャッシュメモリに格納し、 （ｄ）ライト処理が完了したことをデータ処理装置に報
   告し、 （ｅ）キャッシュメモリに格納した前記データを書き込
   むべきライト対象のレコードが記 憶装置に記憶されているか否かを検査し、 （ｆ）記憶されている場合は、その記憶装置上のライト
   対象のレコードに、キャッシュメ モリに格納した前記データを書き込み、 記憶されていない場合は、キャッシュメ モリに格納した前記データの書き込みを中 止し、その旨をデータ処理装置に報告する、ことを特徴
   とするキャッシュ制御方法。 ２、データ処理装置と、キャッシュメモリを有する制御
   装置と、レコード番号を含む制御フィールドをもつレコ
   ードを記憶する記憶装置とを接続してなる情報処理シス
   テムにおいて、制御装置が、 （ａ）データ処理装置から、ライト対象のレコードを指
   定するレコード指定情報と、ライ ト対象のレコード内のライトすべきフィー ルドを指定するフィールド指定情報と、ラ イト対象のレコードがキャッシュメモリに 格納されていない場合の処理モードを指定 する処理モード指定情報とを含むライト要 求を受け取るステップと、 （ｂ）前記レコード指定情報により指定されたライト対
   象のレコードがキャッシュメモリ に格納されておらず且つ前記フィールド指 定情報により指定されたライトすべきフィ ールドが制御フィールドを含まないもので あるとき、前記処理モード指定情報で指定 された処理モードにしたがって、前記指定 されたフィールドに書き込むべきデータを データ処理装置から受け取るステップと、 （ｃ）そのデータをキャッシュメモリに格納するステッ
   プと、 （ｄ）ライト処理が完了したことをデータ処理装置に報
   告するステップと、 を有することを特徴とするキャッシュ制御方法。 ３、データ処理装置と、キャッシュメモリを有する制御
   装置と、レコード番号を含む制御フィールドをもつレコ
   ードを記憶する複数の物理領域を有する記憶装置とを接
   続してなる情報処理システムにおいて、 制御装置が、 「前記物理領域内のレコードのレコード番 号に重複がない」という構造上の条件を満足する状態か
   、満足しない状態かを表わす構造条件情報を各物理領域
   ごとに保持すると共に、（ａ）データ処理装置から、ラ
   イト対象のレコードを指定するレコード指定情報と、ラ
   イ ト対象のレコード内のライトすべきフィー ルドを指定するフィールド指定情報とを含 むライト要求を受け取るステップと、 （ｂ）前記レコード指定情報により指定されたライト対
   象のレコードがキャッシュメモリ に格納されておらず且つ前記フィールド指 定情報により指定されたライトすべきフィ ールドが制御フィールドを含まないもので あり且つ前記構造上の条件が満足されてい るとき、前記指定されたフィールドに書き 込むべきデータをデータ処理装置から受け 取るステップと、 （ｃ）そのデータをキャッシュメモリに格納するステッ
   プと、 （ｄ）ライト処理が完了したことをデータ処理装置に報
   告するステップと、 を有することを特徴とするキャッシュ制御方法。 ４、請求項２または請求項３のキャッシュ制御方法にお
   いて、 制御装置が、 データ処理装置からデータを受け取ってキ ャッシュメモリに格納した後、 （ｅ）ライト対象のレコードを記憶装置上で見出すステ
   ップと、 （ｆ）ライト対象のレコードが見出されたときは、キャ
   ッシュメモリに格納した前記デー タを、見出したレコード上に書き込み、見 出されなかったときは、キャッシュメモリ に格納した前記データの書き込みを中止し て、その旨をデータ処理装置に報告するス テップと、 を有することを特徴とするキャッシュ制御方法。 ５、請求項４のキャッシュ制御方法において、制御フィ
   ールドが、制御フィールド以外の フィールドの長さを表す情報を含み、 ステップ（ｃ）で、データをキャッシュメモリに格納す
   ると共に、そのデータのデータ長を格納し、 ステップ（ｆ）で、見出したレコードの制御フィールド
   以外のフィールドの長さを表す情報と、ステップ（ｃ）
   で格納した前記データ長とを比較し、等しいときは、キ
   ャッシュメモリに格納した前記データを、見出したレコ
   ード上に書き込み、等しくないときは、キャッシュメモ
   リに格納した前記データの書き込みを中止し、その旨を
   データ処理装置に報告する、 ことを特徴とするキャッシュ制御方法。 ６、請求項３のキャッシュ制御方法において、制御装置
   が、 （ｉ）フィールド指定情報により指定されたライトすべ
   きフィールドが制御フィールドを 含まないものであり、且つ、ライト対象の レコードが記憶されている物理領域に対応 する構造条件情報が、条件を満足するか満 足しないかが不明の状態を表わすものであ るとき、その物理領域が条件を満足するか 満足しないかをチェックして、その結果を 新たな構造条件情報とするステップ、 を含むことを特徴とするキャッシュ制御方法。 ７、請求項６のキャッシュ制御方法において、制御装置
   が、 （ｊ）フィールド指定情報により指定されたライトすべ
   きフィールドが制御フィールドを 含むときは、ライト対象のレコードが記憶 されている物理領域に対応した構造条件情 報を、条件を満足するか満足しないかが不 明の状態を表わすものにするステップ、 を含むことを特徴とするキャッシュ制御方法。 ８、データ処理装置と、キャッシュメモリを有する制御
   装置と、レコード番号を含む制御フィールドをもつレコ
   ードを記憶する複数の物理領域を有する記憶装置とを接
   続してなる情報処理システムにおいて、 制御装置が、 （ａ）データ処理装置から、ライト対象のレコードを指
   定するレコード指定情報と、ライ ト対象のレコード内のライトすべきフィー ルドを指定するフィールド指定情報と、 「ライト対象のレコードが記憶されている 物理領域に記憶されたレコードの先頭のレ コード番号が０番で、以下のレコード番号 が１づつの昇順であり、且つ、各レコード の制御フィールド以外のフィールドが１つ であり、且つ、レコード番号１以上のレコ ードの制御フィールド以外のフィールドの 長さが等しく、且つ、レコード番号０のレ コードの制御フィールド以外のフィールド の長さが所定の長さである」という構造上 の条件を満足する状態か、満足しない状態 かを表わす構造条件情報とを含むライト要 求を受け取るステップと、 （ｂ）前記レコード指定情報により指定されたライト対
   象のレコードがキャッシュメモリ に格納されておらず且つ前記フィールド指 定情報により指定されたライトすべきフィ ールドが制御フィールドを含まないもので あり且つ前記構造上の条件が満足されてい るとき、前記指定されたフィールドに書き 込むべきデータをデータ処理装置から受け 取るステップと、 （ｃ）そのデータをキャッシュメモリに格納するステッ
   プと、 （ｄ）ライト処理が完了したことをデータ処理装置に報
   告するステップと、 を有することを特徴とするキャッシュ制御方法。 ９、データ処理装置と、キャッシュメモリを有する制御
   装置と、レコード番号を含む制御フィールドをもつ、レ
   コードを記憶する複数の物理領域を有する記憶装置とを
   接続してなる情報処理システムにおいて、 制御装置が、「ライト対象のレコードが記 憶されている物理領域に記憶されたレコードの先頭のレ
   コード番号が０番で、以下のレコード番号が１づつの昇
   順であり、且つ、各レコードの制御フィールド以外のフ
   ィールドが１つであり、且つ、レコード番号１以上のレ
   コードの制御フィールド以外のフィールドの長さが等し
   く、且つ、レコード番号０のレコードの制御フィールド
   以外のフィールドの長さが所定の長さである」という構
   造上の条件を満足する状態か、満足しない状態かを表わ
   す構造条件情報を各物理領域ごとに保持すると共に、 （ａ）データ処理装置から、ライト対象のレコードを指
   定するレコード指定情報と、ライ ト対象のレコード内のライトすべきフィー ルドを指定するフィールド指定情報とを含 むライト要求を受け取るステップと、 （ｂ）前記レコード指定情報により指定されたライト対
   象のレコードがキャッシュメモリ に格納されておらず且つ前記フィールド指 定情報により指定されたライトすべきフィ ールドが制御フィールドを含まないもので あり且つ前記構造上の条件が満足されてい るとき、前記指定されたフィールドに書き 込むべきデータをデータ処理装置から受け 取るステップと、 （ｃ）そのデータをキャッシュメモリに格納するステッ
   プと、 （ｄ）ライト処理が完了したことをデータ処理装置に報
   告するステップと、 を有することを特徴とするキャッシュ制御方法。 １０、請求項８または請求項９のキャッシュ制御方法に
   おいて、 制御装置が、 データ処理装置からデータを受け取ってキ ャッシュメモリに格納した後、 （ｅ）ライト対象のレコードを記憶装置上で見出すステ
   ップと、 （ｆ）ライト対象のレコードが見出されたときは、キャ
   ッシュメモリに格納した前記デー タを、見出したレコード上に書き込み、見 出されなかったときは、キャッシュメモリ に格納した前記データの書き込みを中止し て、その旨をデータ処理装置に報告するス テップと、 を有することを特徴とするキャッシュ制御方法。 １１、請求項１０のキャッシュ制御方法において、制御
   フィールドが、制御フィールド以外の フィールドの長さを表す情報を含み、 ステップ（ｃ）で、データをキャッシュメモリに格納す
   ると共に、そのデータのデータ長を格納し、 ステップ（ｆ）で、見出したレコードの制御フィールド
   以外のフィールドの長さを表す情報と、ステップ（ｃ）
   で格納した前記データ長とを比較し、等しいときは、キ
   ャッシュメモリに格納した前記データを、見出したレコ
   ード上に書き込み、等しくないときは、キャッシュメモ
   リに格納した前記データの書き込みを中止し、その旨を
   データ処理装置に報告する、 ことを特徴とするキャッシュ制御方法。 １２、請求項１０のキャッシュ制御方法において、ステ
   ップ（ｆ）より前に、ライト対象のレコードの物理領域
   上の書き込み位置を計算するステップを有すると共に、 ステップ（ｆ）で、見出したレコードの物理領域上の記
   憶位置と、前記計算した書き込み位置とを比較し、その
   比較結果が所定の条件を満たしたときは、キャッシュメ
   モリに格納した前記データを、見出したレコード上に書
   き込み、満たさないときは、キャッシュメモリに格納し
   た前記データの書き込みを中止し、その旨をデータ処理
   装置に報告する、 ことを特徴とするキャッシュ制御方法。 １３、請求項１０のキャッシュ制御方法において、ステ
   ップ（ｅ）で、ライト対象のレコードが複数あって同じ
   物理領域内に記憶されているときは、レコード番号順に
   ライト対象のレコードを見出し、 ステップ（ｆ）で、見出した順で、キャッシュメモリに
   格納した前記データを、見出したレコードに書き込む、 ことを特徴とするキャッシュ制御方法。 １４、請求項１３のキャッシュ制御方法において、ステ
   ップ（ｅ）より前に、ライト対象の複数のレコードの物
   理領域上の書き込み位置を各々計算するステップを有す
   ると共に、 ステップ（ｅ）で、見出したレコードの位置から次に見
   出すレコードの前記計算した書き込み位置まで所定距離
   以上離れているときは、見出す処理を一時的に中断する
   、 ことを特徴とするキャッシュ制御方法。 １５、請求項８または請求項９のキャッシュ制御方法に
   おいて、 制御装置が、 データ処理装置からデータを受け取ってキ ャッシュメモリに格納した後、 （ｅ）ライト対象のレコードの物理領域上の書き込み位
   置を計算するステップと、 （ｆ）計算した書き込み位置近傍の所定の範囲内でライ
   ト対象のレコードを見出すステッ プと、 （ｇ）ライト対象のレコードが見出されたときは、キャ
   ッシュメモリに格納した前記デー タを、見出したレコード上に書き込み、見 出されなかったときは、キャッシュメモリ に格納した前記データの書き込みを中止し て、その旨をデータ処理装置に報告するス テップと、 を有することを特徴とするキャッシュ制御方法。 １６、請求項８または請求項９のキャッシュ制御方法に
   おいて、 ステップ（ｂ）の代わりに、 （ｍ）フィールド指定情報により指定されたライトすべ
   きフィールドが制御フィールドを 含まないものであり、且つ、ライト対象の レコードが記憶されている物理領域内に記 憶されているレコードがキャッシュメモリ に全く格納されていないか又は一部が格納 されているがその格納されているレコード のレコード番号の最大値よりもライト対象 のレコードのレコード番号が１だけ大きい 値であり、且つ、ステップ（ａ）における構造上の条件
   が満足されているとき、前記指 定されたフィールドに書き込むべきデータ をデータ処理装置から受け取るステップ、 を有することを特徴とするキャッシュ制御方法。 １７、請求項９のキャッシュ制御方法において、制御装
   置が、 （ｉ）フィールド指定情報により指定されたライトすべ
   きフィールドが制御フィールドを 含まないものであり、且つ、ライト対象の レコードが記憶されている物理領域に対応 する構造条件情報が、条件を満足するか満 足しないかが不明の状態を表わすものであ るとき、その物理領域が条件を満足するか 満足しないかをチェックして、その結果を 新たな構造条件情報とするステップ、 を含むことを特徴とするキャッシュ制御方法。 １８、請求項１７のキャッシュ制御方法において、制御
   装置が、 （ｊ）フィールド指定情報により指定されたライトすべ
   きフィールドが制御フィールドを 含むときは、ライト対象のレコードが記憶 されている物理領域に対応した構造条件情 報を、条件を満足するか満足しないかが不 明の状態を表わすものにするステップ、 を含むことを特徴とするキャッシュ制御方法。 １９、データ処理装置と、レコードを記憶する記憶装置
   の間に接続される、キャッシュメモリを有する制御装置
   であって、 （ａ）データ処理装置からライト対象のレコードに対す
   るライト要求を受け取るライト要 求受取手段と、 （ｂ）そのライト対象のレコードが、キャッシュメモリ
   に格納されていないとき、そのラ イト対象のレコード上に書き込むべきデー タをデータ処理装置から受け取るデータ受 取手段と、 （ｃ）受け取ったデータをキャッシュメモリに格納する
   データ格納手段と、 （ｄ）ライト処理が完了したことをデータ処理装置に報
   告するライト処理完了報告手段と、（ｅ）キャッシュメ
   モリに格納した前記データを書き込むべきライト対象の
   レコードが記 憶装置に記憶されているか否かを検査する レコード存在検査手段と、 （ｆ）記憶されている場合に、その記憶装置上のライト
   対象のレコードに、キャッシュメ モリに格納した前記データを書き込むデー タ書き込み手段と、 （ｇ）記憶されていない場合に、キャッシュメモリに格
   納した前記データの書き込みを中 止し、その旨をデータ処理装置に報告する 中止報告手段と、 を具備したことを特徴とする制御装置。 ２０、データ処理装置と、レコード番号を含む制御フィ
   ールドをもつレコードを記憶する記憶装置の間に接続さ
   れる、キャッシュメモリを有する制御装置であって、 （ａ）データ処理装置から、ライト対象のレコードを指
   定するレコード指定情報と、ライ ト対象のレコード内のライトすべきフィー ルドを指定するフィールド指定情報と、ラ イト対象のレコードがキャッシュメモリに 格納されていない場合の処理モードを指定 する処理モード指定情報とを含むライト要 求を受け取るライト要求受取手段と、 （ｂ）前記レコード指定情報により指定されたライト対
   象のレコードがキャッシュメモリ に格納されておらず且つ前記フィールド指 定情報により指定されたライトすべきフィ ールドが制御フィールドを含まないもので あるとき、前記処理モード指定情報で指定 された処理モードにしたがって、前記指定 されたフィールドに書き込むべきデータを データ処理装置から受け取るデータ受取手 段と、 （ｃ）そのデータをキャッシュメモリに格納するデータ
   格納手段と、 （ｄ）ライト処理が完了したことをデータ処理装置に報
   告するライト処理完了報告手段と、を具備したことを特
   徴とする制御装置。 ２１、データ処理装置と、レコード番号を含む制御フィ
   ールドをもつレコードを記憶する複数の物理領域を有す
   る記憶装置の間に接続される、キャッシュメモリを有す
   る制御装置であって、 （ａ）「前記物理領域内のレコードのレコード番号に重
   複がない」という構造上の条件を 満足する状態か、満足しない状態かを表わ す構造条件情報を各物理領域ごとに保持す る構造条件情報保持手段と、 （ｂ）データ処理装置から、ライト対象のレコードを指
   定するレコード指定情報と、ライ ト対象のレコード内のライトすべきフィー ルドを指定するフィールド指定情報とを含 むライト要求を受け取るライト要求受取手 段と、 （ｃ）前記レコード指定情報により指定されたライト対
   象のレコードがキャッシュメモリ に格納されておらず且つ前記フィールド指 定情報により指定されたライトすべきフィ ールドが制御フィールドを含まないもので あり且つ前記構造上の条件が満足されてい るとき、前記指定されたフィールドに書き 込むべきデータをデータ処理装置から受け 取るデータ受取手段と、 （ｄ）そのデータをキャッシュメモリに格納するデータ
   格納手段と、 （ｅ）ライト処理が完了したことをデータ処理装置に報
   告するライト処理完了報告手段と、を具備したことを特
   徴とする制御装置。 ２２、請求項２０または請求項２１の制御装置において
   、 （ｆ）データ処理装置からデータを受け取ってキャッシ
   ュメモリに格納した後、ライト対 象のレコードを記憶装置上で見出すレコー ド見出手段と、 （ｇ）ライト対象のレコードが見出されたときに、キャ
   ッシュメモリに格納した前記デー タを、見出したレコード上に書き込むデー タ書き込み手段と、 （ｈ）見出されなかったときに、キャッシュメモリに格
   納した前記データの書き込みを中 止して、その旨をデータ処理装置に報告す る中止報告手段と、 を具備したことを特徴とする制御装置。 ２３、データ処理装置と、レコード番号を含む制御フィ
   ールドをもつレコードを記憶する複数の物理領域を有す
   る記憶装置の間に接続される、キャッシュメモリを有す
   る制御装置であって、 （ａ）データ処理装置から、ライト対象のレコードを指
   定するレコード指定情報と、ライ ト対象のレコード内のライトすべきフィー ルドを指定するフィールド指定情報と、 「ライト対象のレコードが記憶されている 物理領域に記憶されたレコードの先頭のレ コード番号が０番で、以下のレコード番号 が１づつの昇順であり、且つ、各レコード の制御フィールド以外のフィールドが１つ であり、且つ、レコード番号１以上のレコ ードの制御フィールド以外のフィールドの 長さが等しく、且つ、レコード番号０のレ コードの制御フィールド以外のフィールド の長さが所定の長さである」という構造上 の条件を満足する状態か、満足しない状態 かを表わす構造条件情報とを含むライト要 求を受け取るライト要求受取手段と、 （ｂ）前記レコード指定情報により指定されたライト対
   象のレコードがキャッシュメモリ に格納されておらず且つ前記フィールド指 定情報により指定されたライトすべきフィ ールドが制御フィールドを含まないもので あり且つ前記構造上の条件が満足されてい るとき、前記指定されたフィールドに書き 込むべきデータをデータ処理装置から受け 取るデータ受取手段と、 （ｃ）そのデータをキャッシュメモリに格納するデータ
   格納手段と、 （ｄ）ライト処理が完了したことをデータ処理装置に報
   告するライト処理完了報告手段と、を具備したことを特
   徴とする制御装置。 ２４、データ処理装置と、レコード番号を含む制御フィ
   ールドをもつレコードを記憶する複数の物理領域を有す
   る記憶装置の間に接続される、キャッシュメモリを有す
   る制御装置であって、 （ａ）「ライト対象のレコードが記憶されている物理領
   域に記憶されたレコードの先頭の レコード番号が０番で、以下のレコード番 号が１づつの昇順であり、且つ、各レコー ドの制御フィールド以外のフィールドが１ つであり、且つ、レコード番号１以上のレ コードの制御フィールド以外のフィールド の長さが等しく、且つ、レコード番号０の レコードの制御フィールド以外のフィール ドの長さが所定の長さである」という構造 上の条件を満足する状態か、満足しない状 態かを表わす構造条件情報を各物理領域ご とに保持する構造条件情報保持手段と、 （ｂ）データ処理装置から、ライト対象のレコードを指
   定するレコード指定情報と、ライ ト対象のレコード内のライトすべきフィー ルドを指定するフィールド指定情報とを含 むライト要求を受け取るライト要求受取手 段と、 （ｃ）前記レコード指定情報により指定されたライト対
   象のレコードがキャッシュメモリ に格納されておらず且つ前記フィールド指 定、情報により指定されたライトすべきフィールドが制
   御フィールドを含まないもので あり且つ前記構造上の条件が満足されてい るとき、前記指定されたフィールドに書き 込むべきデータをデータ処理装置から受け 取るデータ受取手段と、 （ｄ）そのデータをキャッシュメモリに格納するデータ
   格納手段と、 （ｅ）ライト処理が完了したことをデータ処理装置に報
   告するライト処理完了報告手段と、を具備したことを特
   徴とする制御装置。 ２５、請求項２３または請求項２４の制御装置において
   、 （ｆ）ライト対象のレコードの物理領域上の書き込み位
   置を計算する書き込み位置計算手 段と、 （ｇ）見出したレコードの物理領域上の記憶位置と、前
   記計算した書き込み位置とを比較 する位置比較手段と、 （ｈ）その比較結果が所定の条件を満たすときに、キャ
   ッシュメモリに格納した前記デー タを、見出したレコード上に書き込むデー タ書き込み手段と、 （ｉ）その比較結果が所定の条件を満たさないときに、
   キャッシュメモリに格納した前記 データの書き込みを中止し、その旨をデー タ処理装置に報告する中止報告手段と、 をさらに具備したことを特徴とする制御装置。 ２６、請求項２３または請求項２４の制御装置において
   、 （ｆ）ライト対象のレコードの物理領域上の書き込み位
   置を計算する書き込み位置計算手 段と、 （ｇ）計算した書き込み位置近傍の所定の範囲内でライ
   ト対象のレコードを見出すレコー ド見出手段と、 （ｈ）ライト対象のレコードが見出されたときに、キャ
   ッシュメモリに格納した前記デー タを、見出したレコード上に書き込むデー タ書き込み手段と、 （ｉ）見出されなかったときに、キャッシュメモリに格
   納した前記データの書き込みを中 止して、その旨をデータ処理装置に報告す る中止報告手段と、 を具備したことを特徴とする制御装置。