JPH05108485A - デイスクキヤツシユ制御装置における不良／交替トラツク制御方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 交替トラックに対する直接アクセス要求で、
不良トラックに対するペンディングデータを交替トラッ
クにデステージした後、交替トラックに対するアクセス
を実行することによりデータ化けを防止する。 【構成】 中央処理装置１０からディスク１４へのライ
ト要求でライトヒット動作を実行した場合、ディスクキ
ャッシュ制御装置１１内のサーチテーブル４０中のフラ
グ４５をオンしてペンディングデータがキャッシュメモ
リ６０上に存在することを表示する。次に、交替トラッ
クに対するアクセス要求があった時、対応する不良トラ
ックに対するペンディングデータがあるか否かをフラグ
４５で調べ、あれば交替トラックにデステージした後、
交替トラックに対するアクセスを実行する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ディスクキャッシュ制
御装置における不良／交替トラック制御技術に関し、特
に、ライトアフタ型ディスクキャッシュ制御装置におい
て、交替トラックへの直接リード／ライト要求を処理す
る際の制御に適用して有効な技術に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来のディスクキャッシュ制御装置で
は、中央処理装置（以下ＣＰＵと略す）からのアクセス
頻度が高いと予想されるデータをあらかじめ、例えば、
トラック単位にキャッシュメモリ内に格納しておき、Ｃ
ＰＵからリード要求があった時、要求されたレコードを
含むトラックがキャッシュ上にあれば（ヒットと呼ぶ）
ディスク装置（以下、単にディスクと略す）にアクセス
することなく、キャッシュ上から目的データをＣＰＵに
転送する。従って、リード要求がヒットすればアクセス
速度は速いが、ライト要求に対してはデータの保全性等
を考慮しディスクとキャッシュの双方にデータを書き込
んでいるためアクセス速度は速くならない。

【０００３】このため、近年、ライト要求に対するアク
セス速度向上を目的として、いわゆるライトアフタ型キ
ャッシュが製品化されている。ライトアフタ型キャッシ
ュでは、ＣＰＵからライト要求があった時、ヒットして
いれば、ディスクをアクセスせずライトデータをキャッ
シュメモリに書き込み、ＣＰＵにライト完了を報告し、
その後、適切なタイミングを見計らってキャッシュから
ディスクにライトする（デステージングと呼ぶ）ことに
より、アクセス速度の向上を図っている。

【０００４】このライトアフタ型ディスクキャッシュ制
御装置として関連するものには、例えば、特公昭５９ー
７９８６号公報、及び特開昭５８ー１０５３６５号公報
に開示された技術がある。ただし、ＣＰＵからのライト
要求に対し、要求されたトラックがキャッシュ上になけ
れば（ミスと呼ぶ）、従来のディスクキャッシュ制御装
置と同様、ディスクとキャッシュ双方にライトデータを
書き込んでいるためアクセス速度の向上は望めない。こ
のため、たとえば、特開平３−１８４１４４号公報にあ
るように、ライトミスであってもディスクをアクセスせ
ず、前記ライトヒット動作を実行する方式が提案されて
いる。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】前記従来技術のように
トラックミスでもライトヒット動作を実行させる場合、
ライトデータをキャッシュメモリに格納させる際、当然
のことながらディスクにアクセスしない。従って、ディ
スク上の該当するトラックがたとえ不良トラックであっ
ても、それを知ることなしにライトヒット動作を実行す
る。その後、前記不良トラックにリンクする交替トラッ
クに対し、直接リード／ライト要求があった時、当該要
求をそのまま処理してしまうと、不良トラックに対し受
けたライトデータをディスク上にデステージする前のデ
ータをアクセスしてしまい、いわゆるデータ化けとな
る。

【０００６】本発明の目的はかかるケースでのデータ化
けを防止することにある。

【０００７】本発明の前記ならびにその他の目的と新規
な特徴は、本明細書の記述および添付図面から明らかに
なるであろう。

【０００８】

【問題を解決するための手段】本願において開示される
発明のうち、代表的なものの概要を簡単に説明すれば、
下記のとおりである。

【０００９】上記目的を達成するため、本発明のディス
クキャッシュ制御装置における不良／交替トラック制御
方式では、たとえば、交替トラックが存在するエリアが
ディスク上、どのトラックからどのトラックまでかを示
すエクステント情報格納テーブルと、キャッシュメモリ
内の格納データを管理するための情報を納めるディレク
トリメモリ内に、ライトヒット動作を実行したが、ディ
スクには、まだデステージしていないトラックである旨
を示すためのフラグと、不良トラックに対し、交替トラ
ックを割り当てる際、交替トラック上の各レコード内
に、対応する不良トラックのトラックアドレスを書き込
む、という各手段を設ける。

【００１０】

【作用】ＣＰＵから任意のディスクに対しライト要求が
あり、かつ、ライトミス状態であるがライトヒット動作
をさせた場合、前記フラグをオンする。その後、当該デ
ィスクの任意のトラックにリード／ライト要求があった
時、前記エクステント情報格納テーブルを参照し、リー
ド／ライト要求のあったトラックが交替トラックか否か
を知る。交替トラックであれば、当該ディスク上の当該
交替トラックをリードし、レコード中に書かれている不
良トラックのトラックアドレスを知る。

【００１１】次に、前記ディレクトリメモリを調べ、前
記不良トラックに対しライトヒット動作を実行したかデ
ステージ未実行か否かを、前記フラグを調べることによ
って知る。デステージ未実行であれば、不良トラックに
対し受領したライトデータを、交替トラックに対しデス
テージする。その後、交替トラックに対するリード／ラ
イト要求を実行する。

【００１２】これにより、不良トラックに対し受領した
ライトデータを、交替トラックにデステージする前に交
替トラック上のデータをリード／ライトすることがない
ため、データ化けを確実に防止することができる。

【００１３】

【実施例】以下、本発明をディスクキャッシュ制御装置
に適用した場合の一実施例を図面を用いて詳細に説明す
る。

【００１４】図１はディスクキャッシュ制御装置１１を
含む計算機処理システムである。１０は中央処理装置
（ＣＰＵ）、１０１はチャネル、１４は磁気ディスク駆
動装置（以下、単にディスクという）、１２は磁気ディ
スク接続装置である。ディスクキャッシュ制御装置１１
はＣＰＵ１０からの指令に基づき磁気ディスク接続装置
１２を通してディスク１４を制御する。なお、ディスク
キャッシュ制御装置１１は必要に応じてディスク１４に
記憶されているデータをトラック単位で後述のキャッシ
ュメモリ６０にステージングしたり、キャッシュメモリ
６０に格納されている更新データをデステージしたりす
る。

【００１５】図２にディスクキャッシュ制御装置１１の
内部構成を示す。２０はマイクロプロセッサユニット
（ＭＰＵ）で、ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）２１
に格納されているマイクロプログラムを逐次デコードし
つつ実行し、ディスクキャッシュ制御装置１１全体を制
御する。２２はチャネル１０１とのデータ転送を制御す
るための対チャネル転送制御回路、２４はディスク１４
とのデータ転送を制御するための対ディスク転送制御回
路、２３はチャネルとディスク１４間の同期をとりつつ
データ転送を制御するデータ転送制御回路である。

【００１６】また、６０はＣＰＵからのアクセス頻度の
高いトラック単位のデータを格納しておくためのキャッ
シュメモリ、２５はキャッシュメモリ６０に格納されて
いるデータを管理する情報を納めるディレクトリメモリ
である。キャッシュメモリ６０は、スロットと呼ぶ単位
に分割され、１つのスロットに１トラック分のデータを
格納する。４０はサーチテーブルであり、このテーブル
を検索すればキャッシュメモリ６０に格納されているデ
ータがどのディスク１４のどのシリンダ、トラックアド
レスに属するものであるかを知ることができる。３０は
スロットコントロールブロック（ＳＣＢ）であり、キャ
ッシュメモリ６０上のスロットと１対１で対応し該当ス
ロット内のデータを管理するための情報を格納する。

【００１７】図３（ａ）にディスクキャッシュ制御装置
１１が制御するディスク１４のトラックフォーマットを
示す。１レコードはカウント部７１とデータ部７２で構
成される。カウント部は図３（ｂ）に示すようなデータ
構造を持つ。７１２、７１３は、それぞれ当該レコード
が属するシリンダ、トラックアドレス、７１４はレコー
ド番号、７１５はデータ部の長さを示すデータ長であ
る。通常、７１２、７１３には当該トラックのシリンダ
アドレス、トラックアドレスが書かれているが、ある任
意のトラックが交替トラックである時、シリンダアドレ
ス７１２、トラックアドレス７１３には、対応する不良
トラックのシリンダアドレス、トラックアドレスが書か
れる。

【００１８】図４に、ディレクトリメモリ２５内のデー
タ構造とキャッシュメモリ６０上のスロットとの関連を
示す。本実施例では、キャッシュメモリ６０は、最大２
０４８本のトラックを格納できる容量を持つとする。サ
ーチテーブル４０も同じく２０４８個のエントリを持
つ。サーチテーブル４０の１つのエントリ４１は当該エ
ントリが管理しているＳＣＢ３０及びキャッシュスロッ
ト６１が属するディスク１４のディスク番号４２、シリ
ンダアドレス４３、トラックアドレス４４を要素として
持ち、さらにキャッシュスロット６１が、ディスク１４
にまだライトしていない更新データを持つ時オンになる
フラグ４５、そしてＳＣＢへのポインタ４６を持つ。Ｓ
ＣＢ３０は、内部にキャッシュスロット６１へのポイン
タ３１を持つ。

【００１９】図５は、交替トラックが存在するエリアが
ディスク１４上、どのトラックからどのトラックまでか
を示すエクステント情報格納テーブル８０であり、ディ
スクキャッシュ制御装置１１が制御するディスク１４の
台数分の要素数を持つ。８１は、交替トラックエリア内
の先頭トラックアドレス、８２は、交替トラックエリア
内の最終トラックアドレスである。

【００２０】以上で説明したディスクキャッシュ制御装
置１１に対して、ＣＰＵ１０からライト要求がきた時の
処理から記述する。

【００２１】ライト要求は、例えば以下のＣＣＷチェイ
ンで指定される。

【００２２】ＳＥＥＫ／ＳＥＴ ＳＥＣＴＯＲ／ＳＥＡ
ＲＣＨ ＩＤ ＥＱＵＡＬ／ＴＩＣ／ＷＲＩＴＥ ＣＫ
Ｄ ＳＥＥＫコマンドではライトを実行すべきトラックのシ
リンダアドレスとトラックアドレスが、ＳＥＴ ＳＥＣ
ＴＯＲコマンドではセクタ値が、ＳＥＡＲＣＨＩＤ Ｅ
ＱＵＡＬコマンドではライト実行前に位置付けるべきレ
コードのレコード番号が、ＷＲＩＴＥ ＣＫＤコマンド
では実際に書くべきデータが転送される。ディスクキャ
ッシュ制御装置１１はＳＥＥＫコマンド受領後、指定ア
ドレスのトラックがキャッシュスロット上にあるか否か
サーチテーブル４０を検索する。

【００２３】目的のキャッシュスロット６１が存在しな
い場合（ミス）、通常はライト要求のあったディスク１
４上の指定されたトラックへアクセスし、ディスク１４
上で前記ＣＣＷ中のＳＥＡＲＣＨ ＩＤ ＥＱＵＡＬ以
下のコマンドを実行し、ディスク１４上に直接ライトデ
ータを書き込む。しかし、ライト実行のため、位置付け
るべきレコードがディスク１４上に必ず存在するという
保証があれば、ミスであってもディスク１４へアクセス
する必要はなく、キャッシュに対しライトヒット動作を
実行できる。このような、ミスであってもライトヒット
動作を実行できる場合としては、たとえば、前述のカウ
ント部７１およびデータ部７２、さらには必要に応じて
図示しないキー部などを含む、いわゆるＣＫＤ方式の可
変長データ記録技術において、カウント部を含むデータ
の書き込みを行う、いわゆるフォーマットライトなどが
考えられる。

【００２４】以下では、前記ＣＣＷチェインは、ミスで
あってもライトヒット動作を実行したという前提で記述
する。この場合、サーチテーブル４０の該当エントリ４
１中のフラグ４５をオンし、デステージをまだ実行して
いないライトデータ（ペンディングデータと呼ぶ）が存
在することを表示する。ただし、ミスであってもライト
ヒット動作を実行させた場合、ディスク１４にはアクセ
スしないため、該当するトラックがたとえ不良トラック
であってもそれを認識できないため、ペンディングデー
タは不良トラックに対し存在することになる。このよう
な、一連のライトヒット処理の一例を、図６のフローチ
ャートに例示した。

【００２５】次に、交替トラックに直接リード要求がき
た時の処理について記述する。例えば、下記ＣＣＷチェ
インを考える。

【００２６】ＳＥＥＫ／ＳＥＴ ＳＥＣＴＯＲ／ＳＥＡ
ＲＣＨ ＩＤ ＥＱＵＡＬ／ＴＩＣ／ＲＥＡＤ ＤＡＴ
Ａ ディスクキャッシュ制御装置１１はＳＥＥＫコマンド受
領後、交替トラックエクステント情報格納テーブル８０
中の、指定されたディスク１４に対応するエントリを参
照し、指定されたトラックが交替トラックか否かを知
る。

【００２７】交替トラックであれば、対応する不良トラ
ックのアドレスを知るため、指定されたディスク１４の
指定されたトラックにアクセスし、カウント部をリード
する。

【００２８】交替トラックの場合、カウント部のシリン
ダアドレス、トラックアドレスには対応する不良トラッ
クのシリンダアドレス、トラックアドレスが書かれてい
る。

【００２９】ディスクキャッシュ制御装置１１は、不良
トラックアドレスを認識した後、不良トラックに対しペ
ンディングデータが存在しないかどうかを知るため、サ
ーチテーブル４０を検索する。

【００３０】ペンディングデータが存在する場合、サー
チテーブル４０の該当するエントリ中のフラグ４５がオ
ンとなっている。当該トラックのフラグ４５がオンであ
れば、不良トラックに対し存在しているペンディングデ
ータを交替トラックにデステージした後、上記交替トラ
ックに対するリード要求を実行する。上述ような、一連
のリード要求の処理過程を図７のフローチャートに例示
した。

【００３１】このため、不良トラックに対し存在するペ
ンディングデータを、交替トラックにデステージする前
に当該交替トラック上のデータを誤ってリードすること
が無くなり、データ化けの発生を確実に防止できる。

【００３２】以上本発明者によってなされた発明を実施
例に基づき具体的に説明したが、本発明は前記実施例に
限定されるものではなく、その要旨を逸脱しない範囲で
種々変更可能であることはいうまでもない。

【００３３】

【発明の効果】本願において開示される発明のうち、代
表的なものによって得られる効果を簡単に説明すれば、
以下のとおりである。

【００３４】本発明は以上説明したように、不良トラッ
クに対するライト要求に対し、ミスであってもライトヒ
ット動作をさせた場合でかつ、その後、対応する交替ト
ラックに直接リード／ライト要求を受けた場合、不良ト
ラックに対して持っているペンディングデータを交替ト
ラックにデステージしてから、交替トラックに対するリ
ード／ライト要求を実行するため、データ化けが発生す
ることが無い。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を実現する上で必要な計算機システムの
ブロック図である。

【図２】本発明を適用したディスクキャッシュ制御装置
の内部構成を示すブロック図である。

【図３】磁気ディスク駆動装置におけるトラックフォー
マットの一例を示す説明図である。

【図４】キャッシュメモリとディレクトリメモリの内部
データ構造の説明図である。

【図５】交替トラック判定に使用するテーブルの構造図
である。

【図６】ライトヒット処理の一例を示すフローチャート
である。

【図７】リード要求の処理の一例を示すフローチャート
である。

【符号の説明】

１０ 中央処理装置（ＣＰＵ） １１ ディスクキャッシュ制御装置 １２ 磁気ディスク接続装置 １４ 磁気ディスク駆動装置（ディスク） ２０ マイクロプロセッサユニット（ＭＰＵ） ２１ ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ） ２２ 対チャネル転送制御回路 ２３ データ転送制御回路 ２４ 対ディスク転送制御回路 ２５ ディレクトリメモリ ３０ スロットコントロールブロック（ＳＣＢ） ３１ ポインタ ４０ サーチテーブル ４１ エントリ ４２ ディスク番号 ４３ シリンダアドレス ４４ トラックアドレス ４５ フラグ ４６ ポインタ ６０ キャッシュメモリ ６１ キャッシュスロット ７１ カウント部 ７２ データ部 ８０ エクステント情報格納テーブル １０１ チャネル ７１２ シリンダアドレス ７１３ トラックアドレス ７１４ レコード番号 ７１５ データ長

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 中央処理装置とディスク装置の間にあっ
   て、かつその中に中央処理装置からの書き込みデータ及
   びディスク装置からの読み取りデータを保持するキャッ
   シュメモリを持ち、中央処理装置からのデータ書き込み
   時には、キャッシュメモリ上のデータを更新するだけで
   中央処理装置には終了報告し、その後、適切な時期にデ
   ィスク装置に前記更新データを書き込む形態をとるディ
   スクキャッシュ制御装置において、交替トラックに対し
   直接読み出し／書き込み要求があった時、当該交替トラ
   ックにリンクする不良トラックに対し、ディスク装置に
   未書き込みの更新データが存在しないかを調べ、存在す
   れば当該未書き込みの更新データをディスク装置に書き
   出してから、交替トラックに対する前記読み出し／書き
   込み要求を実行することを特徴とするディスクキャッシ
   ュ制御装置における不良／交替トラック制御方式。