JPH03248219A - 直接アクセス記憶装置の高速書込み方式 - 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】 〔概要〕 キャッシュ・メモリに不揮発メモリを付加して高速書込
みを行なう直接アクセス記憶装置の高速書込み方式に関
し、 ホストコンピュータよりの書込みの途中で障害が発生し
てもＤＡＳＤに書戻す終了位置を見失うことを防止でき
、ＤＡＳＤデータを保証することができることを目的と
し、 キャッシュ・メモリと直接アクセス記憶装置間に中間メ
モリを付加し、ホストコンピュータから直接アクセスＩ
ＩＩへのアクセスを該キャッシュメモリ及び該中間メモ
リに行ない、必要に応じて該中間メモリのデータを直接
アクセス記憶装置に書込む直接アクセス記憶装置の高速
書込み方式において、該中間メモリに記憶する各レコー
ドのカウント部に終了フラグを設け、自レコードの書込
み開始時に直前に書込んだレコードの終了フラグをリセ
ットし、該自レコードの書込み終了時に該自レコードの
終了フラグをセットするよう構成する。

〔産業上の利用分野〕

本発明は直接アクセス記憶装置の高速書込み方式に関し
、キャッシュ・メモリに不揮発メモリを付加して高速書
込みを行なう直接アクセス記憶装置の高速書込み方式に
関する。

従来キャッシュ・メモリを有するディスクｖ装置つまり
ディスク・キャッシュにおける、キャッシュからディス
クへの書戻しくライトスルー）動作は、ディスクつまり
直接アクセス記憶装Ｍ　（ＤＡＳＤ）とキャッシュメモ
リとに同時にデータ書込みを行なっている。

近年、バッテリーバックアップを有する不揮発メモリを
キャッシュに付加し、ホストコンピュータのアクセスは
キャッシュ上で処理し必要に応じたキャッシュの不揮発
メモリのデータをＤＡＳＤに書戻すことによりディスク
・キャッシュにおけるライトスルー動作を高速化でき、
これをＤＡＳＤ高速書込みと呼んでいる。

〔従来の技術〕

従来のＤＡＳＤ高速書込み方式では処理開始及び終了の
キャッシュのメモリアドレスをキャッシュの不揮発メモ
リ内のディレクトリ部に格納している。

〔発明が解決しようとする課題〕

しかし、高速書込みの途中で処理終了のメモリアドレス
を格納する以前に、チャネル・コントロール部の故障ま
たは停Ｎ等の障害発生により処理終了のメモリアドレス
を格納できなかった場合、ＤＡＳＤにキャッシュメモリ
のどこまでを書戻せばよいかが分からなくなり、ＤＡＳ
Ｄのデータが保証できなくなるという問題があった。

本発明は上２の点に鑑みなされたもので、ホストコンピ
ュータよりの書込みの途中で障害が発生してもＤＡＳＤ
に書戻す終了位置を見失うことを防止でき、ＤＡＳＤデ
ータを保証することができる直接アクセス記憶装置の高
速書込み方式を提供することを目的とする。

〔課題を解決するための手段〕

本発明の直接アクセス記憶装置の高速書込み方式は、 キャッシュ・メモリと直接アクセス記憶装置！間に中間
メモリを付加し、ホストコンピュータから直接アクセス
記憶装置へのアクセスをキャッシュメモリ及び中間メモ
リに行ない、必要に応じて中間メモリのデータを直接ア
クセス記憶装置に書込む直接アクセス記憶装置の高速書
込み方式において、 中間メモリに記憶する各レコードのカウント部に終了フ
ラグを設け、 自レコードの書込み開始時に直前に書込んだレコードの
終了フラグをリセットし、 自レコードの書込み終了時に自レコードの終了フラグを
セットする。

〔作用〕

本発明においてはホストコンピュータよりの書込みの途
中で障害が発生し、不揮発メモリのディレクトリに書込
みの終了位置が書かれなくとも、障害が発生する直前に
１込みを終了したレコードのカウント部の終了フラグが
セットされているため、ＤＡＳＤに書き戻す終了位置を
知ることができ、この終了位置までのレコードをＤＡＳ
Ｄに書戻すことによって、ＤＡＳＤデータを保証できる
。

〔実施例〕

第２図は本発明方式を適用したディスクコントローラの
一実施例のブロック図を示す。

同図中、ディスクコントローラ１０はチャネル・コント
ロール部（ＣＡ）１１と、キャッシュ・コントロール部
（ＣＦＥ）１２と、デバイス・コントロール部（ＤＡ）
１３と、キャッシュ・メモリ・ボート部（ＳＳＰ）１４
と、メモリ１５とより構成されている。

ＣＡｌ１はホスト・コンピュータに接続されたチャネル
・インターフェース部１１ａと、内部バス１６に接続さ
れたバス・インターフェース部１１ｂと、マイクロプロ
セッサ（ＭＰＬＪ）１１ｃと制御記憶（Ｏ８）１１ｄと
よりなる。ＣＦＥ１２はバス１６に接続されたバス・イ
ンターフェース部１２ａと、キャッシュ・ディレクトリ
−・テーブル１２ｂと、ＭＰＵ１２ｃと、Ｃ８１２ｄと
よりなる。

ＤＡ１３はバス１６に接続されたバス・インター７ｘ−
ス部１３ａと、ＤＡＳＤ２０に接続されたデバイス・イ
ンターフェース部１３ｂと、ＭＰＵ１３ｃと、Ｃ８１３
ｄとよりなる。５ＳＰ１４はバス１６に接続されたバス
・インターフェース部１４ａ、１４ｂと、メモリ１５内
のキャッシュ・メモリ部１５ａ、不揮発メモリ部１５ｂ
夫々に接続されたメモリ・アクセス・コントローラ（Ｍ
ＡＣ）１４ｃ、１４ｄとよりなる。

ここで、各レコードは、索引等に用いられレコードを識
別するためのカウント部と、索引等に用いられるキ一部
と、データ部とより構成される。

不揮発メモリ１５ｂに格納されるレコードのカウント部
は第１図（Ａ）に示す如く例えば２８バイトのカウント
データ３１と、４バイトのレコード・ディスクリブタ３
１よりなる。レコード・ディスクリブタ３１の第１バイ
トは同図（Ｂ）に示すライト処理終了フラグとして使用
され、ｂｉｔ３はエンド、ｂｉｔ５はネクスト・カウン
ト・リトウン、ｂｉｔ５はキー・リトウン、ｂｉｔ７は
データ・リトウンとされている。またレコード・ディス
クリブタ３１の第２バイトは同図（Ｃ）に示すライト処
理要求フラグとして使用され、ｂｉｔ１３はネクスト・
カウント・インプログレス、ｂｉｔ１４はキー・インプ
ログレス、ｂｉｔ１５はデータ・インプログレスとされ
ている。

第３図はホストアクセス動作のライト・ヒツト時のフロ
ーチャートを示す。

ホストコンピュータからレコードＲ１−１を探せという
チャネル・コマンド（ＳＩＤ、ＴＩＣ）をＣＡｌ１が受
取るとＣＡｌ１は目的のレコードを含むトラックがキャ
ッシュ・メモリ１５ａに格納されているかどうかをＣＦ
Ｅ１２に問う（ステップ３９）。ＣＦＥ１２はキャッシ
ュ・ディレクトリ−・テーブル１２ｂを索引して目的の
トラックがキャッシュ・メモリ１５に格納されていると
きＣＡに対してヒツトの応答を返す。このときＣＦＥ１
２はキャッシュ・メモリ１５の制御権をＣＡｌ１に与え
、以降のホストからのコマンドはキャッシュ・メモリ１
５のアクセスとなる。

次にホストコンピュータよりカウント部とキー部とデー
タ部を書けというチャネル・コマンド（ＷＣＫＤ）を受
取り（ステップ４０）、これによってＣＡＩＩはキャッ
シュ・メモリ１５ａより索引したレコードＲ１〜１のカ
ウント部のネクスト・カウント・インプログレスｂｉｔ
１３をマ１７にセットし、かつ、エンドｂｉｔ３をＹ　
Ｑ　Ｙにリセットして、レコードＲ１−１のカウント部
をキャッシュ・メモリ１５ａと不揮発メモリ１５ｂとに
１戻す（ステップ４１）。更に不揮発メモリ１５ｂのデ
ィレクトリ部に開始位置くスタート・アドレス）を書込
む（ステップ４２）６次にレコードＲ１−１連続してお
り書込みを行なおうとするレコードＲ１のカウント部を
ホストコンピュータからのアドレス及びレコードＲ１−
１のカウント部に書かれている属性から生成し、キャッ
シュ・メモリ１５ａと不揮発メモリ１５ｂとに書込む（
ステップ４３）。その後キー・インプログレスｂｉｔ１
４を７１ｖにセットして不揮発メモリ１５ｂのレコード
Ｒ１のカウント部に書込み（ステップ４４）、ネクスト
・カウント・インプログレスｂｉｔ１３をｖ　Ｏｙにリ
セットし、かつネクスト・カウント・リトウンｂｉｔ５
をセットして不揮発メモリ１５ｂのレコードＲｉ−１の
カウント部に書込む（ステップ４５）。

次にレコードＲ１のキ一部をキャッシュ・メモリ１５ａ
と不揮発メモリ１５ｂとに書込み（ステップ４６）、キ
ー・インプログレスｂｉｔ１４をｖＯｖにリセットし、
かつキー・リトウンｂｉｔ６をｖｌｖにセットし、デー
タ・インプログレスｂｉｔ１５を７１ｖにセットして不
揮発メモリ１５ｂのレコードＲｉのカウント部に書込む
（ステップ４７）。

次にレコードＲｉのデータ部をキュッシュ・メモリ１５
ａと不揮発メモリ１５ｂとに書込み（ステップ４８）、
データ・インプログレスｂｉｔ１５をＶＯＶにリセット
し、かつデータ・リトウ／ｂ　ｉ　ｔ７ヲ’　１　’に
−ｔットＬ、工７ドｂｉｔ３をＭｖにセットして不揮発
メモリ１５ｂのレコードＲｉのカウント部に書込む（ス
テップ４９）。

更にホストコンピュータよりＷＣＫＤ等の書込みのコマ
ンドを受取る（ステップ５０）とし］−ドの番＠ｉを１
つインクリメントしくステップ５１）、かつエンドｂｉ
ｔ３をＹ　Ｑ　Ｖにリセットし、かつ、ネクスト・カウ
ント・インプログレスｂ　ｉ　ｔ　１３ヲ’　１　’　
ニｔットシＴＬｚコートＲ１−１のカウント部のレコー
ド・ディスクリブタに書込み（ステップ５１）、ステッ
プ４３に戻り上記ステップ４３〜４９の処理を繰返し、
ホストコンピュータからのコマンドが終了すると、不揮
発メモリ１５ｂ内のディレクトリ部に終了位置（エンド
・アドレス）を書込み（ステップ５３）、ＣＦＥ１２に
処理終了を報告して動作を終了する。

次にＤＡＳＤへの１戻し動作について説明する。

ＣＦＥ１２は、不揮発メモリ１５ｂの容置が不足した時
点で、ＤＡ１３に対してＤＡＳＤ２０への書き戻しを指
示する。指示を受けたＤＡ１３は不揮発メモリ１５ｂ内
のディレクトリ部を読んで、開始位置と終了位置を知り
、開始位置にあるカウント部を５ＳＰ１４を通して不揮
発メモリ１５ｂから読込み、そのカウント部のセル数を
基にＤＡＳＤ２０の索引動作を行なう。索引の一致が取
れた後、不揮発メモリ１５ｂから読込んだカウント部の
レコード・ディスクリブタ３１をチエツクすることによ
りどのフィールドを書込むかを、判断する。例えばＷＣ
ＫＤで１かれたレコードであれば、索引が一致したレコ
ードのキ一部、データ部をＤＡＳＤ２０上で読みとばし
た後、不揮発メモリ１５ｂに書かれているカウント部を
ＤＡＳＤ２０に１込む。次いでキ一部、データ部を書込
み、データ部書込み終了後エンドｂｉｔ３がレコード・
ディスクリブタ３１にセットされているかどうかチエツ
クする。もし、セットされていればこの時点でＤＡＳＤ
２０への書戻しを終了する。セットされていなければ、
不揮発メモリ１５ｂ内のディレクトリ部に書かれている
終了位置と現在の処理が終了した位置を比較して同じで
あればＤＡＳＤ２０への書戻しを終了する。同じでなけ
れば、次のレコードの処理を引き続き行う。ＤＡＳＤ２
０への書戻しが終了した時点でＤＡ１３はＣＦＥ１２に
対し処理終了を通知する。通知を受けたＣＦＥはＤＡＳ
Ｄ２０への書戻しが終了したとして不揮発メモリ１５ｂ
ＪＥ：開放する。

このように、ホストコンピュータよりの書込みの途中で
障害が発生し、不揮発メモリ１５ｂのディレクトリに書
込みの終了位置が書かれなくとも、障害が発生する直前
に書込みを終了したレコードのカウント部の終了フラグ
であるエンドｂｉｔ３がセットされているため、ＤＡＳ
Ｄ２０に書き戻す終了位置を知ることができ、この終了
位置までのレコードをＤＡＳＤ２０に書戻すことができ
、ＤＡＳＤデータを保証できる。

〔発明の効果〕

上述の如く、本発明の直接アクセス記憶装置の高速書込
み方式によれば、ホストコンピュータよりの書込みの途
中で障害が発生してもＤＡＳＤにに書戻す終了位置を見
失うことを防止でき、ＤＡＳＤデータを保証でき、実用
上きわめて有用である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明方式のカウント部を説明するための図、 第２図は本発明方式を適用したディスクコントローラの
一実施例のブロック図、 第３図はホストアクセス動作の一実施例のフローチャー
トである。 図において、 １１はチャネル・コントロール部、 １２はキャッシュ・コントロール部、 １３はデバイス・コントロール部、 １４はキャッシュ・メモリ・ボート部、１５はメモリ、 １５ａはキャッシュ・メモリ、 １５ｂは不揮発メモリ、 ２０はＤＡＳＤ。 ３０はカウントデータ、 ３１はレコード・ディスクリブタ、 ３９〜５３はステップ を示す。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 キャッシュ・メモリ（１５ａ）と直接アクセス記憶装置
   （２０）間に中間メモリ（１５ｂ）を付加し、ホストコ
   ンピュータから直接アクセス記憶装置（２０）へのアク
   セスを該キャッシュメモリ（１５ａ）及び該中間メモリ
   （１５ｂ）に行ない、必要に応じて該中間メモリ（１５
   ｂ）のデータを直接アクセス記憶装置に書込む直接アク
   セス記憶装置の高速書込み方式において、 該中間メモリ（１５ｂ）に記憶する各レコードのカウン
   ト部に終了フラグ（ｂｉｔ３）を設け、自レコードの書
   込み開始時に直前に書込んだレコードの終了フラグ（ｂ
   ｉｔ３）をリセットし、該自レコードの書込み終了時に
   該自レコードの終了フラグ（ｂｉｔ３）をセットするこ
   とを特徴とする直接アクセス記憶装置の高速書込み方式
   。