JPH04283844A - ディスクキャッシュ装置 - 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】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、サイズの異なるブロッ
クを管理できるようにしたディスクキャッシュ装置に関
する。

【０００２】

【従来の技術】ディスクキャッシュ装置は、磁気ディス
ク装置と、主記憶装置との間に介在する半導体メモリで
ある。このディスクキャッシュ装置には、磁気ディスク
装置内のデータの一部が転記されており、ＣＰＵは磁気
ディスク装置をアクセスする手順と、同様の手順により
ディスクキャッシュ上のデータをアクセスできる。従っ
て、ディスクキャッシュ上に転記されるデータが使用頻
度の高いものとなるように制御することにより、磁気デ
ィスク装置に対するアクセス時間を短縮することができ
る。このようなディスクキャッシュの制御としては、Ｃ
ＰＵにより最も最近使用されたデータをディスクキャッ
シュ上に残し、最も古く使用されたデータをディスクキ
ャッシュ上から追い出すようにする制御が有効である。 この制御方式は、ＬＲＵ（Ｌｅａｓｔ　Ｒｅｃｅｎｔｌ
ｙ　Ｕｓｅｄ　ｍｅｔｈｏｄ）　と呼ばれる。

【０００３】図２は、従来のディスクキャッシュ装置の
構成例を示すブロック図である。図示のように、システ
ムバス２０には、ディスクキャッシュ装置２１と、ＣＰ
Ｕ２５と、主記憶装置２６とが接続されている。ディス
クキャッシュ装置２１は、ディスクキャッシュ制御部２
２と、ディスクキャッシュメモリ２３と、磁気ディスク
装置２４とから成る。ディスクキャッシュ制御部２２は
、ＣＰＵ２５から磁気ディスク装置２４へのアクセス要
求により、ディスクキャッシュメモリ２３又は磁気ディ
スク装置２４のデータをアクセスする。磁気ディスク装
置２４からデータをアクセスしたときは、当該データを
ディスクキャッシュメモリ２３に転送し、なるべくディ
スクキャッシュメモリ２３上でデータがアクセスできる
ようにする。

【０００４】ディスクキャッシュメモリ２３は、ランダ
ム・アクセス・メモリ等から成り、磁気ディスク装置２
４に格納されているデータの一部を記憶している。この
記憶単位をブロックと呼ぶ。このブロックの大きさは、
一定のものである。磁気ディスク装置２４は、各種のデ
ータを記憶した大容量の記憶装置である。データのアク
セスの際は、磁気ヘッド等の機械的な動作を伴うので、
アクセス時間がかかる。ＣＰＵ２３は、中央処理装置で
あり、磁気ディスク装置２４から主記憶装置２６上に読
み出されたプログラムの実行により、各種のデータ処理
や制御を行なう。主記憶装置２６は、ランダム・アクセ
ス・メモリ等から成り、ＣＰＵ２３で実行されるプログ
ラムや処理結果のデータ等を一時的に記憶する。

【０００５】次に、上述した装置の動作を説明する。図
３及び図４は、ＣＰＵ２５から磁気ディスク装置２４へ
のリードアクセス要求をディスクキャッシュ装置２１が
受け付けたときの動作の一例を示す。リードアクセスの
対象となる磁気ディスク装置２４上のデータの写しのす
べてがディスクキャッシュメモリ２３上にある場合をリ
ードヒットと呼ぶ。一方、そうでない場合をリードミス
と呼ぶ。

【０００６】図３は、リードミス時の動作を示す図であ
る。ＣＰＵ２５からのリードアクセス要求に対して磁気
ディスク装置２４をアクセスして要求データａを主記憶
装置２６に書き込むと同時にそのデータを含むブロック
サイズ分のデータｂをディスクキャッシュメモリ２３に
書き込む。図４は、リードヒット時の動作を示す図であ
る。ＣＰＵ２５からのリードアクセス要求に対してディ
スクキャッシュメモリ２３上の該当データａを読み出し
て主記憶装置２６に書き込む。

【０００７】図５は、従来のディスクキャッシュ装置の
管理方式の説明図である。図示の方式では、キャッシュ
管理テーブル２７によりディスクキャッシュメモリ２３
を管理する。キャッシュ管理テーブル２７には、Ｖフラ
グ７１と、装置番号７２と、ディスクアドレス７３と、
ＬＲＵポインタ７４とが格納されている。Ｖフラグ７１
は、キャッシュブロック単位にデータの有効無効を示す
フラグである。装置番号７２は、コピー元の磁気ディス
ク装置２４を識別するための番号である。ディスクアド
レス７３は、装置番号７２により決定される磁気ディス
ク装置２４上のデータが格納されているアドレスである
。ＬＲＵポインタ７４は、ディスクキャッシュメモリ２
３上のキャッシュブロックの置き換え順序を決定するた
めのポインタである。

【０００８】図６は、従来の管理方式におけるキャッシ
ュ管理テーブル検索方法を示すフローチャートである。 まず、ＣＰＵ２５からのリードアクセス要求を受け付け
ると、アドレスレジスタにキャッシュ管理テーブル２７
の先頭アドレスをセットする（ステップＳ２１）。次に
、このキャッシュ管理テーブル２７を先頭から順番に検
索し（ステップＳ２２及びＳ２５）、要求されたデータ
がディスクキャッシュメモリ２３上にあるか否かを判定
する（ステップＳ２３）。キャッシュ管理テーブル２７
の最後まで検索した場合は、リードミスと判定する（ス
テップＳ２４）。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上述し
た従来の技術には、次のような問題があった。即ち、従
来は、キャッシュブロックとキャッシュ管理テーブル２
７を１対１で対応させていたので、すべてのキャッシュ
ブロックが同一のサイズでなければならなかった。従っ
て、システムの運用中にブロックサイズを変更する場合
には、キャッシュブロックとキャッシュ管理テーブル２
７の対応を設定し直さなければならなかった。このため
、ディスクキャッシュメモリ２３の内容をすべて無効化
しなければならず、再びディスクキャッシュメモリ２３
にデータが蓄積されるまでの間はディスクキャッシュ装
置２１の性能が極端に低下してしまうという問題があっ
た。

【００１０】また、磁気ディスク装置２４を複数台接続
した場合、それぞれの磁気ディスク装置に対するＣＰＵ
２５のアクセスの傾向が大きく異なることがある。即ち
、ＣＰＵ２５がある磁気ディスク装置に対しては、狭い
領域のデータをアクセスし、他の磁気ディスク装置に対
しては、広い領域のデータをアクセスする場合がある。 この場合、各々の磁気ディスク装置に対し、最適なブロ
ックサイズを設定した方がディスクキャッシュ装置２１
のヒット率を上げることができる。つまり、ディスクキ
ャッシュメモリ２３上にＣＰＵ２５の必要とするデータ
を多く置くことができる。ところが、従来は、すべての
キャッシュブロックが同一のサイズでなければならなか
ったので、ヒット率を十分に上げられないという問題が
あった。本発明は、以上の点に着目してなされたもので
、異なるサイズのキャッシュブロックを混在して管理す
るとともに、迅速なアクセスを行なうことのできるディ
スクキャッシュ装置を提供することを目的とするもので
ある。

【００１１】

【課題を解決するための手段】本発明のディスクキャッ
シュ装置の第１の発明は、ディスクキャッシュメモリを
設定し得るすべてのブロックサイズの最大公約数のサイ
ズの分割単位に分割し、当該分割単位毎に当該分割単位
に格納されているデータのコピー元の磁気ディスク装置
の装置番号及びディスクアドレスを格納するキャッシュ
管理テーブルを設け、当該キャッシュ管理テーブル上に
、ブロック毎の前記分割単位をつなぐブロック内リンク
ポインタと、ブロック間の置き換え順位を決定するため
の置換順位ポインタとを格納するようにしたことを特徴
とするものである。

【００１２】本発明のディスクキャッシュ装置の第２の
発明は、ディスクキャッシュメモリを所定のサイズの分
割単位に分割し、当該分割単位毎に当該分割単位に格納
されているデータのコピー元の磁気ディスク装置の装置
番号及びディスクアドレスを各位置に格納するキャッシ
ュ管理テーブルを設け、当該キャッシュ管理テーブル上
に、前記分割単位をブロック毎につなぐブロック内リン
クポインタと、ブロック内の先頭の分割単位を識別する
情報とを設け、ブロック内の先頭の分割単位には、次の
置換順位のブロックの先頭の分割単位の格納位置を格納
し、置換順位が最下位のブロックの先頭の分割単位には
当該ブロックが最下位である旨の情報を格納し、置換順
位が最上位のブロックの先頭の分割単位の格納位置を記
憶し、キャッシュ管理テーブルの検索の際は、置換順位
が最上位のブロックから順に最下位のブロックまでの検
索を行なうようにしたことを特徴とするものである。

【００１３】

【作用】本発明のディスクキャッシュ装置の第１の発明
においては、ディスクキャッシュメモリが設定し得るす
べてのブロックサイズの最大公約数のサイズの分割単位
に分割されている。一方、キャッシュ管理テーブルには
、当該分割単位毎に当該分割単位に格納されているデー
タのコピー元の磁気ディスク装置の装置番号及びディス
クアドレスが格納されるとともに、ブロック毎の分割単
位をつなぐブロック内リンクポインタと、ブロック間の
置き換え順位を決定するための置換順位ポインタとが格
納されている。従って、キャッシュ管理テーブル上でブ
ロック内リンクポインタを変更することにより、ブロッ
クのサイズを変更でき、また、異なったサイズのブロッ
クを同時に管理することができる。

【００１４】本発明のディスクキャッシュ装置の第２の
発明においては、ディスクキャッシュメモリが所定のサ
イズの分割単位に分割されている。一方、キャッシュ管
理テーブル上には、当該分割単位毎に当該分割単位に格
納されているデータのコピー元の磁気ディスク装置の装
置番号及びディスクアドレスが格納されるとともに、分
割単位をブロック毎につなぐブロック内リンクポインタ
と、ブロック内の先頭の分割単位を識別する情報とが格
納されている。また、ブロック内の先頭の分割単位には
、次の置換順位のブロックの先頭の分割単位の格納位置
が格納されている。そして、置換順位が最下位のブロッ
クの先頭の分割単位には、当該ブロックが最下位である
旨の情報が格納されている。また、置換順位が最上位の
ブロックの先頭の分割単位の格納位置は、所定の領域に
記憶されている。従って、キャッシュ管理テーブルの検
索の際は、置換順位が最上位のブロックからそのブロッ
ク内の先頭の分割単位のコピー元の装置番号及びディス
クアドレスを最下位のブロックまで検索するようにされ
る。この結果、キャッシュ管理テーブルの迅速な検索を
行なうことができる。

【００１５】

【実施例】以下、本発明の実施例を図面を参照して詳細
に説明する。図１は、本発明のディスクキャッシュ装置
の実施例のブロック図である。この図では、ディスクキ
ャッシュメモリ１と、これを管理するキャッシュ管理テ
ーブル２だけを示す。即ち、磁気ディスク装置、ＣＰＵ
及び主記憶装置の構成及び接続については前述した図２
に示す従来のものと同様であるので、説明を省略する。

【００１６】ディスクキャッシュメモリ１は、例えば、
２キロバイト単位の領域に分割されている。この分割単
位をエレメントと呼ぶ。この例では、設定可能なブロッ
クサイズは２キロバイトの整数倍の大きさとなる。キャ
ッシュ管理テーブル２は、各エレメントに一対一対応で
アドレッシングされている。このキャッシュ管理テーブ
ル２内には、分割されたブロックの先頭エレメントであ
ることを示すＶビット３１が設けられている。即ち、こ
のＶビット３１が“１”であるときは、当該エレメント
が先頭エレメントであることを示す。

【００１７】また、キャッシュ管理テーブル２には、Ｅ
ビット３２、装置番号３３、ディスクアドレス３４、Ｌ
ビット３５、ＬＲＵポインタ３６、ブロック内リンクポ
インタ３７が設けられている。Ｅビット３２は、分割さ
れたブロックの最終エレメントであることを示す。装置
番号３３は、ブロック内に格納されているデータのコピ
ー元である磁気ディスク装置の装置番号である。ディス
クアドレス３４は、ブロック単位に決定されるアドレス
である。ブロック内リンクポインタ３７は、ブロックを
構成する各エレメント間を連結するポインタである。即
ち、次のエレメントが格納されている領域に対応するキ
ャッシュ管理テーブル２上のアドレスである。

【００１８】ＬＲＵポインタ３６は、キャッシュブロッ
クの置き換え順序を決定するためのポインタである。即
ち、ＬＲＵポインタ３６は、ＬＲＵ順位で１つ下のブロ
ックの先頭エレメントが格納されている領域に対応する
キャッシュ管理テーブル２上のアドレスである。ＬＲＵ
ポインタ３６は、ブロックの先頭アドレスにあるＶビッ
トが“１”である行のみ有効である。このＬＲＵポイン
タ３６により、最近にアクセスされたことのあるブロッ
クほど上位に位置付けられる。そして、キャッシュブロ
ックを置き換える際には、この最下位の順位のブロック
から追い出されて新しいブロックに割り当てられる。

【００１９】Ｌビット３５は、ＬＲＵ順位の最下位であ
ることを示すビットである。さらに、ＬＲＵの最上位に
位置付けられているブロックの先頭エレメントのキャッ
シュ管理テーブル２上のアドレスがＬＲＵ最上位ポイン
タ３に保持されている。

【００２０】図１で、ＬＲＵ最上位ポインタ３の内容は
ＬＲＵ最上位のブロックに対応するキャッシュ管理テー
ブル２上のアドレスｂを示している。アドレスｂに対応
するディスクキャッシュメモリ１上のデータは、Ｖ＝１
かつＥ＝１であることから２キロバイト、即ち１エレメ
ント分の大きさのブロックである。そして、そのコピー
元の装置番号３３は、ＤＶ１であり、ディスクアドレス
３４は、ＤＫＡ１であることがわかる。

【００２１】ＬＲＵ順位の次のブロックの先頭エレメン
トは、アドレスｂのＬＲＵポインタ３６からアドレスａ
に対応するディスクキャッシュメモリ１上に格納されて
いると分かる。そして、ブロック内リンクポインタ３７
を手繰っていくと、このブロックは、キャッシュ管理テ
ーブル２のアドレスａ、ｃ、ｄに対応するディスクキャ
ッシュメモリ上１に順に格納されている６キロバイトの
ブロックであることが分かる。このブロックのコピー元
の装置番号３３、ディスクアドレス３４は、それぞれＤ
Ｖ２、ＤＫＡ２であることが分かる。そして、アドレス
ｚでは、Ｌ＝１となっており、これがＬＲＵ順位の最下
位のブロックを示していることが分かる。

【００２２】このように、キャッシュブロックを複数の
エレメントの集合として管理することにより、同時に異
なるサイズのブロックを管理することが可能となるので
ある。しかし、ＣＰＵからのリードアクセス要求に対し
て該当するデータがディスクキャッシュメモリ１上にヒ
ットしているかどうかを検索する場合、従来の方法では
、キャッシュ管理テーブル２を先頭から順番に検索して
いた。このため、図１のような構成のキャッシュ管理テ
ーブル２においては、ブロックの先頭以外のエレメント
やデータ未確認であることを示すＶ＝０の行も読み出し
て確認していくことになる。従って、ヒット及びミスヒ
ットの判定に大きな時間がかかるという問題がある。

【００２３】図７は、本発明に係るキャッシュ管理テー
ブルの検索方法の説明図である。図７におけるキャッシ
ュ管理テーブル２は、図１のものと同一である。キャッ
シュ管理テーブル２には、アドレスレジスタ４と、ディ
スクアドレスレジスタ５と、コンパレータ６とが接続さ
れている。アドレスレジスタ４は、キャッシュ管理テー
ブル２のアドレスを格納するレジスタである。ディスク
アドレスレジスタ５は、検索すべきブロックの装置番号
３３及びディスクアドレス３４を格納するレジスタであ
る。コンパレータ６は、キャッシュ管理テーブル２から
読み出した装置番号３３及びディスクアドレス３４と、
ディスクアドレスレジスタ５の内容とを比較するもので
ある。

【００２４】図８は、本発明によるキャッシュ管理テー
ブルの検索手順のフローチャートである。まず、ディス
クアドレスレジスタ５に検索すべきブロックの装置番号
及びディスクアドレスを設定する。次に、アドレスレジ
スタ４に、図１のＬＲＵ最上位ポインタ３に表示されて
いるＬＲＵの最上位のブロックに対応するアドレスを設
定してキャッシュ管理テーブル２を読み出す。そして、
キャッシュ管理テーブル２から読み出した装置番号３３
及びディスクアドレス３４を、コンパレータ６で比較し
ていく。そして、一致しなければ、同時にキャッシュ管
理テーブル２から読み出したＬＲＵポインタ３６をアド
レスレジスタ４に設定していく。

【００２５】これにより、ＬＲＵの順に対応するキャッ
シュ管理テーブル２の行を読み出しては、同じ動作を繰
り返す。そして、ヒットしている行に達すると、コンパ
レータ６のＡ＝Ｂの信号が出力されるので、これをきっ
かけに検索を停止する。その後、アドレスレジスタ４を
読むことでヒットしたアドレスを知ることができる。一
方、Ｌ＝１である行まで検索しても一致する行がなかっ
た場合は、ミスしたと判定する。

【００２６】この検索方法によれば、キャッシュ管理テ
ーブル２上で、ブロックの先頭以外のエレメントや、デ
ータ未格納領域に対応する行を読み出すことがない。こ
のため、キャッシュ管理テーブル２の検索時間を大幅に
短縮することができる。さらに、最近にアクセスされた
ブロックから順に検索していくようにされている。一般
に、最近アクセスされたものほど次にアクセスされる可
能性が高いため、ヒットしている場合は、他の順序で検
索するよりも早く判定できる可能性が高いという利点も
ある。

【００２７】

【発明の効果】以上説明したように、本発明のディスク
キャッシュ装置によれば、キャッシュブロックを設定し
得るすべてのブロックサイズの最大公約数のサイズに分
割して管理し、分割したブロックの間は、キャッシュ管
理テーブル上のブロック内リンクポインタで連結するよ
うにして異なるサイズのブロックを管理できるようにし
たので、ブロックサイズを運用中に変更しても以前キャ
ッシュメモリ上にロードしたデータを無効化する必要が
なく、状況に応じていつでも最適なブロックサイズを設
定することができる。また、磁気ディスク装置が複数台
接続されているときには、それぞれに最適なブロックサ
イズを設定することができる。また、キャッシュ管理テ
ーブルをＬＲＵポインタを手繰っていくことで、必要な
行のみをＬＲＵの最上位から順番に検索するようにした
ので、ヒット及びミスヒットの判定に要する時間を大幅
に短縮することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のディスクキャッシュ装置の実施例のブ
ロック図である。

【図２】従来のディスクキャッシュ装置の構成例を示す
ブロック図である。

【図３】リードミス時の動作を示す図である。

【図４】リードヒット時の動作を示す図である。

【図５】従来のディスクキャッシュ装置の管理方式の説
明図である。

【図６】従来の管理方式におけるキャッシュ管理テーブ
ル検索方法を示すフローチャートである。

【図７】本発明に係るキャッシュ管理テーブルの検索方
法の説明図である。

【図８】本発明によるキャッシュ管理テーブルの検索手
順のフローチャートである。

【符号の説明】

１　　ディスクキャッシュメモリ ２　　キャッシュ管理テーブル ３　　ＬＲＵ最上位ポインタ ４　　アドレスレジスタ ５　　ディスクアドレスレジスタ ６　　コンパレータ

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】　　ディスクキャッシュメモリを設定し得
   るすべてのブロックサイズの最大公約数のサイズの分割
   単位に分割し、当該分割単位毎に当該分割単位に格納さ
   れているデータのコピー元の磁気ディスク装置の装置番
   号及びディスクアドレスを格納するキャッシュ管理テー
   ブルを設け、当該キャッシュ管理テーブル上に、ブロッ
   ク毎の前記分割単位をつなぐブロック内リンクポインタ
   と、ブロック間の置き換え順位を決定するための置換順
   位ポインタとを格納するようにしたことを特徴とするデ
   ィスクキャッシュ装置。
2. 【請求項２】　　ディスクキャッシュメモリを所定のサ
   イズの分割単位に分割し、当該分割単位毎に当該分割単
   位に格納されているデータのコピー元の磁気ディスク装
   置の装置番号及びディスクアドレスを各位置に格納する
   キャッシュ管理テーブルを設け、当該キャッシュ管理テ
   ーブル上に、前記分割単位をブロック毎につなぐブロッ
   ク内リンクポインタと、ブロック内の先頭の分割単位を
   識別する情報とを設け、ブロック内の先頭の分割単位に
   は、次の置換順位のブロックの先頭の分割単位の格納位
   置を格納し、置換順位が最下位のブロックの先頭の分割
   単位には当該ブロックが最下位である旨の情報を格納し
   、置換順位が最上位のブロックの先頭の分割単位の格納
   位置を記憶し、キャッシュ管理テーブルの検索の際は、
   置換順位が最上位のブロックから順に最下位のブロック
   までの検索を行なうようにしたことを特徴とするディス
   クキャッシュ装置。