JPH05303528A - ライトバック式ディスクキャッシュ装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 ライトバックの回数を減少させ、スループッ
トを向上させる。 【構成】 キャッシュ管理テーブル１上で個々の管理ブ
ロック３をディスク装置１０上の領域内でのアドレス順
にリンクするためのポインタを設ける。そして、リンク
されたブロック群にダーティブロックが含まれる場合は
そのグループ内の先頭ブロックのＬＲＵポインタのみを
有効とする。ライトバック時にはダーティブロックを含
むグループ内でＬＲＵで最も下位に属するものの中で、
下位アドレスのブロックから順にできる限り複数ブロッ
クを一括して書き出す。また、ライト又はライトバック
終了後、次にライトバックを起動するタイミングを発生
させるタイマを設ける。そのタイマ値はその時点でディ
スクキャッシュメモリ２上に残っているダーティブロッ
ク数によって決定する。

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メ
モリの管理とライトバックのタイミング制御を行なうラ
イトバック式ディスクキャッシュ装置に関するものであ
る。

【０００２】

【従来の技術】ディスクキャッシュ装置は、磁気ディス
ク装置に対するアクセス時間を短縮するために、主記憶
装置に対するキャッシュメモリの原理を利用して構成さ
れたものである。

【０００３】図２及び図３は、従来のライトバック式デ
ィスクキャッシュ装置のブロック図であり、これらの図
はそれぞれリード時及びライト時の同装置の動作を説明
するものである。図示の装置は、システムバスに接続さ
れた、中央処理装置２１と、主記憶装置２２と、ディス
クキャッシュ装置２５等から成る。中央処理装置２１
は、磁気ディスク装置２６に格納されたプログラムやデ
ータを主記憶装置２２に読み出してデータ処理を行な
う。主記憶装置２２は、中央処理装置２１で実行される
プログラムや作業中のデータを一時的に格納する。ディ
スクキャッシュ装置２５は、ディスクキャッシュ制御部
２３と、ディスクキャッシュメモリ部２８とから成る。
ディスクキャッシュ制御部２３は、磁気ディスク装置２
６とディスクキャッシュメモリ２８との間のデータ転送
を制御する。ディスクキャッシュメモリ部２８は、ＲＡ
Ｍから成り、磁気ディスク装置２６の最小アクセス単位
であるブロック毎にデータを格納する。磁気ディスク装
置２６は、ハードディスク又はフロッピディスクから成
る。尚、磁気ディスクに限らず、光ディスクでも同様で
ある。

【０００４】図２は、中央処理装置２１から磁気ディス
ク装置２６上の領域２７データのリード要求を受けたと
きの動作を示したものである。このとき、ディスクキャ
ッシュ装置２５は、まず、ディスクキャッシュメモリ部
２４上に該当する領域のデータの写しがあるかどうかを
検索する。ディスクキャッシュメモリ部２４上にそのデ
ータが存在しなかった場合をリードミスと呼ぶ。この場
合、磁気ディスク装置２６から領域２７のデータを読み
出して主記憶装置２２上の指定された領域２９へ転送す
ると同時に、ディスクキャッシュメモリ部２４上の領域
２８に格納する。この後、同一データのリード要求を受
けた場合、ディスクキャッシュメモリ部２４上にそのデ
ータがまだ存在していた場合がリードヒットである。こ
のときは磁気ディスク装置２６をアクセスせずにディス
クキャッシュメモリ２４上の領域２８から直接主記憶装
置２２に転送する。このため、リードヒット時にはアク
セス時間を大幅に短縮することができる。

【０００５】図３は、ＣＰＵ２１から主記憶装置２２上
の領域３０のデータの、磁気ディスク装置２６上の領域
３２へのライト要求を受けたときの動作を示したもので
ある。ライトバック方式のディスクキャッシュ装置２５
はこのときも、ディスクキャッシュメモリ２４上に磁気
ディスク装置２６上の領域３２のデータの写しの有無を
検索して、それが存在した場合はディスクキャッシュメ
モリ部２４上の該当する領域にライトデータを上書き
し、そうでなければ領域を新規に割当ててそこに格納す
る。こうして、ディスクキャッシュメモリ２４上の領域
３１へのデータの転送を終えた時点でＣＰＵ２１へライ
ト終了を通知する。その後、適当な時点で、ディスクキ
ャッシュ装置２５は、領域３１のデータを磁気ディスク
装置２６の領域３２へライトする。この動作をライトバ
ックと呼ぶ。これにより、ライト時にはデータを格納す
る領域の割当てが可能な限り、アクセスタイムを見かけ
上短縮することができるのである。ディスクキャッシュ
メモリ上のデータの管理単位をブロック、その大きさを
ブロックサイズと呼ぶ。ディスクキャッシュ装置では磁
気ディスク装置へのアクセスの局所性を利用してヒット
率をたかるために、ディスクキャッシュメモリ内の各ブ
ロックは、最近にアクセスされたものほどキャッシュ上
に常駐する優先度を高くする、いわゆる“Ｌｅａｓｔ
Ｒｅｃｅｎｔｌｙ Ｕｓｅｄ（以下、「ＬＲＵ」とい
う）”の原理で管理される。

【０００６】図４は、従来のライトバックキャッシュの
管理方式の説明図である。ディスクキャッシュ装置はデ
ィスクキャッシュメモリ４２を管理するためのキャッシ
ュ管理テーブル４１を持つ。そして、そこに、ディスク
キャッシュメモリ４２上のキャッシュブロック４４と一
体一に対応する管理ブロック４３を格納している。各管
理ブロック４３は、対応する管理ブロック４３内のＬＲ
ＵポインタというポインタによってＬＲＵ順にリンクさ
れている。そして、これと、ＬＲＵの最上位と最下位を
指し示すポインタによりＬＲＵ管理が実現されている。
図４では、このポインタによるリンクの様子を矢印で模
式的に表わしている。この図で、キャッシュ管理テーブ
ル４１上の管理ブロック４３の順序は、物理的な配置と
は関係しない論理的なものであり、ＬＲＵポインタによ
るリンクをつなぎかえるだけで順序を容易に変更するこ
とができる。

【０００７】ライトバック方式のディスクキャッシュ装
置では、磁気ディスク装置にライトバックする前のライ
トデータを含むキャッシュブロックがディスクキャッシ
ュメモリ４２上に存在する。これをダーティブロックと
いう。ディスクキャッシュ装置は、ライトによるデータ
の更新を磁気ディスク装置に反映させるために、適当な
タイミングでＬＲＵ最下位に最も近いダーティブロック
を選択してライトバックする。図４の場合では、次にラ
イトバックの対象となるのはブロックＤである。

【０００８】図５は、従来のライト時のキャッシュ制御
を説明するフローチャートである。ここで、ＣＰＵから
のライト要求を受けたときのキャッシュ制御の例を図５
のフローチャートを基に説明する。ディスクキャッシュ
装置は、まずキャッシュ管理テーブルを検索して磁気デ
ィスク装置上のライト対象となる領域のデータを格納し
たブロックがディスクキャッシュメモリ上に存在するか
否かを判定する（ステップＳ２１、Ｓ２２）。そして、
存在した場合はそのブロックにデータを上書きする（ス
テップＳ３０）。そうでなかった場合は、次にディスク
キャッシュメモリ上の空きブロックの有無を確認する
（ステップＳ２３）。もし空きブロックがなければ、Ｌ
ＲＵ最下位のブロックを追い出してそのブロックを空き
ブロックにする必要がある（ステップＳ２４、Ｓ２５、
Ｓ２６）。そのブロックがダーティブロックでなければ
単に無効化するのみでよく（ステップＳ２４、Ｓ２
６）、そうでなければそのブロックのデータをライトバ
ックした後に無効化して空きブロックとする（ステップ
Ｓ２４、Ｓ２５、Ｓ２６）。そして、空きブロックから
新たにデータを割当て、そこにデータをライトする（ス
テップＳ２７）。こうして、ディスクキャッシュメモリ
上へのデータのライトが終了した後、そのブロックをＬ
ＲＵ最上位に位置付けてＣＰＵにライト終了を通知する
（ステップＳ２８、Ｓ２９）。方式によっては、最下位
ブロックがダーティブロックのとき最下位に最も近いダ
ーティでないブロックを選択してそれを割当てるなど異
なる動作を行なう場合もあるが、ここでは前述した図示
の従来例に沿って説明していく。

【０００９】図６は、従来のライト時の管理テーブルの
操作例の説明図である。この図は、新たに割当てたブロ
ックにデータをライトした場合のキャッシュ管理テーブ
ル上の操作の例を示したものである。この場合、ＬＲＵ
最上位を示すポインタを、その新たなブロックに対応す
る管理ブロック４５を指し示すように変更する。そし
て、管理ブロック４５のＬＲＵポインタは、以前ＬＲＵ
最上位であった管理ブロックを指し示すように設定す
る。既にＬＲＵリンクに繋がれているブロックをＬＲＵ
最上位に位置付ける場合は、まずその前後の管理ブロッ
クのＬＲＵポインタを操作してリンクから外した後に、
同様の操作を行なう。

【００１０】図７及び図８は、ともに従来のライトバッ
クの実行例を示す図である。これらの図は、従来のライ
トバックの実行タイミングの例を示したものであり、ど
ちらの図も横軸は右方向への時間軸を示し、太線の部分
はディスクキャッシュメモリ上にダーティブロックが１
ブロック以上存在する期間を示す。図７は、ライト直後
にライトバックを行なう場合であり、例えば、ライト
（１）の動作終了後すぐにそのデータをライトバックす
る（ライトバック（１））というように実行する。それ
に対して図８は、一定時間Ｔ（通常数秒〜数分）毎にそ
の時点でダーティであったブロックを連続して書き出す
方式である。この他に、ダーティブロックがＬＲＵで追
い出されたときにだけライトバックを行なう方式や、Ｃ
ＰＵからのリード／ライト要求の時間間隔を監視して一
定時間以上ライト要求がなかったら、その後しばらくリ
ード／ライト要求がないものとみなしてその間に集中し
てライトバックを行なう方式がある。また、それらの組
合せも考えられている。

【００１１】

【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、ラ
イトバック方式のディスクキャッシュ装置において、ラ
イトバックの動作は磁気ディスク装置のアクセス時間に
よって制限されるためにライト動作に比べて大幅に遅
い。従って、短時間のうちに連続してライト要求を受け
た場合はディスクキャッシュメモリ上のダーティブロッ
クの数が増え、最後にはディスクキャッシュメモリ上の
ブロックすべてがダーティブロックになって、以後ライ
トバックが間に合わない間はライト要求の度に磁気ディ
スク装置をアクセスしなければならなくなる。また、リ
ードミスが発生した場合は磁気ディスク装置をアクセス
する必要があるため、ライトバック動作と競合してアク
セス時間が長くなる確率も高くなる。ライトアクセスの
頻度が高い使用環境ではこれらがネックとなって、スル
ープットが低下する。

【００１２】これを防ぐには、ライトバック時にヘッド
スケジューリングを行なって磁気ディスク装置のシーク
時間を短縮したり、連続する複数のブロックをまとめて
１回のライトバックで終了させてスループットを向上さ
せることが必要である。しかし、前述の管理方式では、
ディスクキャッシュメモリ上のブロックはＬＲＵ順位以
外はそれぞればらばらに管理される。このため、ヘッド
スケジューリングや連続ブロックの探索を行なうにはラ
イトバック時に毎回キャッシュ管理テーブル全域を検索
する必要があり、オーバヘッドが極端に大きくなるため
現実的ではない。また、ブロック管理情報としてＬＲＵ
ポインタとは別のポインタを用意して全ブロックを磁気
ディスク装置のアドレス順に繋げるリンクを張ってライ
トバック時にこれを参照するという手段も考えられる。
しかしこの場合、リード／ライト時に新たなブロックを
割り当てる度にキャッシュ管理テーブルを検索してアド
レス順のリンクに繋げる必要があるが、磁気ディスク装
置のアドレス空間は広大であり、このようなアドレス順
のリンクを保守するのにもかなりのオーバヘッドがかか
るため、これも効率的とはいえない。

【００１３】また、ライトバックの実行タイミングもス
ループットに大きな影響を及ぼす。例えば、ライトの直
後にライトバック動作を起動する図７の方式ではライト
回数とほぼ同じ回数のライトバックを行なうことになる
ため、スループットを上げられない。その上、その動作
時間の差により図中のライト（２）以降のようにライト
が連続すると、ライトバックが追いつかず、ディスクキ
ャッシュメモリの大半がダーティである状態に陥りやす
い。図８では、Ｔの時間内に同一ブロックへのライトが
複数回発生すればその分ライトバック回数を減らすこと
ができるが、時間Ｔ後にはどのブロックも一律に書き出
してしまう。このため、Ｔが短ければその効果は小さく
なり、長ければ大半のブロックがダーティとなる可能性
が大きくなる。そして、この場合では短時間にライトバ
ックを集中して行なうためにこの間は極端にスループッ
トが低下するという問題がある。その他の方式でも同様
に、ライト回数に対してライトバック回数を大幅に減ら
すことは期待できず、スループットをあまり上げること
ができない。

【００１４】本発明は、以上の点に着目してなされたも
ので、ライトアクセスの頻度が高い使用環境ではスルー
プットが低下するという問題を回避するために、（１）
僅かなオーバヘッドで１トラック分程度の範囲でのヘッ
ドスケジューリングを可能にして磁気ディスク装置のシ
ーク時間を短縮するとともに、複数の連続するブロック
をまとめて書き込んでライトバックの回数を減らすこと
を可能として、スループットの低下を抑えることができ
るライトバック式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。

【００１５】

【課題を解決するための手段】本発明のライトバック式
ディスクキャッシュ装置の第１の発明は、ディスク装置
上に格納されたデータをブロック毎に転記するディスク
キャッシュメモリと、前記ディスク装置へのデータの書
き込みの発生時は、当該ディスクキャッシュメモリに転
記されている該当するブロック内のデータのみを更新す
るデータ書き込み手段と、前記ディスク装置上の連続す
る１トラック分程度の複数のブロックを１つのグループ
とし、当該グループ内のブロックを前記ディスク装置上
の同一トラック内のアドレス順にリンクして管理するキ
ャッシュ管理テーブルと、当該キャッシュ管理テーブル
上に前記ディスクキャッシュメモリ上でのみ更新されて
いるブロックを含むグループがあるときは、当該グルー
プ内の連続する複数のブロックを１回のアクセスにより
前記ディスク装置上に書き戻すライトバック手段とから
成ることを特徴とするものである。

【００１６】本発明のライトバック式ディスクキャッシ
ュ装置の第２の発明は、ディスク装置上に格納されたデ
ータをブロック毎に転記するディスクキャッシュメモリ
と、前記ディスク装置へのデータの書き込みの発生時
は、当該ディスクキャッシュメモリに転記されているブ
ロック内のデータのみを更新するデータ書き込み手段
と、前記キャッシュメモリ上でのみ更新されているブロ
ックを前記ディスク装置上に書き戻すライトバック手段
と、当該ライトバック手段の動作が発生する時間間隔を
決定するタイマ値を、前記ディスクキャッシュメモリ上
でのみ更新されているブロックの数が多くなるに従って
小さく設定するタイマ値設定手段とから成ることを特徴
とするものである。

【００１７】

【作用】本発明のライトバック式ディスクキャッシュ装
置には、第１及び第２の発明に対応して以下の２つの作
用がある。 （１）キャッシュ管理テーブルによりディスク装置上の
連続する１トラック分程度の複数ブロックにわたる領域
の一括管理が可能となる。このために、キャッシュ管理
テーブル上の管理ブロック内に個々のブロックをディス
ク装置上の領域内でのアドレス順にリンクするためのリ
ンクポインタを設ける。そして、リンクされたブロック
群にダーティブロックが含まれる場合はグループ内の先
頭ブロックのＬＲＵポインタのみを有効とする。これに
より、このグループ全体をＬＲＵ管理上の１単位とする
キャッシュ管理方式を設けて、ライトバック時にはダー
ティブロックを含むグループの内でＬＲＵで最も下位に
属するものの中で、下位アドレスのブロックから順にで
きる限り複数ブロックを一括して書き出すようにする。 （２）ライト又はライトバックの動作終了後、次にライ
トバックを起動するタイミングが可変のタイマ（ライト
バックタイマ）により決定される。そのタイマ値はその
時点でディスクキャッシュメモリ上に残っているダーテ
ィブロックの割合によって決定される。

【００１８】

【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、本発明のライトバック式ディスク
キャッシュ装置の一実施例のブロック図である。キャッ
シュ管理テーブル１は、ＲＡＭから成り、ディスクキャ
ッシュメモリ２内の各キャッシュブロック４に対応する
管理ブロック３を格納している。ディスクキャッシュメ
モリ２は、ＲＡＭから成り、ディスク装置１０に格納さ
れたブロック毎のデータをキャッシュブロック４として
転記する。ディスクキャッシュ制御部６は、データ書き
込み手段７と、ライトバック手段８と、タイマ値設定手
段９とから成る。データ書き込み手段７は、ＣＰＵから
ディスク装置１０へのデータの書き込みの発生時は、デ
ィスクキャッシュメモリ２に該当するブロックが転記さ
れている場合には、そのブロック内のデータのみを更新
する。

【００１９】ライトバック手段８は、キャッシュメモリ
２上でのみ更新されているブロックをディスク装置１０
上に書き戻す。より具体的には、ライトバック手段８
は、キャッシュ管理テーブル１によりディスクキャッシ
ュメモリ２上でのみ更新されているブロックを含むグル
ープがあるときは、当該グループ内の連続する複数のブ
ロックを１回のアクセスによりディスク装置１０上に書
き戻す。ライトバック手段８の動作は、タイマ値設定手
段９により決定されるタイマ値で決定される時間間隔で
発生する割込み信号により起動される。タイマ値設定手
段９は、タイマ割込みのためのタイマ値を、ディスクキ
ャッシュメモリ２上でのみ更新されているブロックの数
が多くなるに従って小さい値に設定する。即ち、ディス
クキャッシュメモリ２上のキャッシュブロックの総数に
対するダーティブロックの割合が高くなる程タイマ値を
小さくする。ダーティブロックの計数は、キャッシュ管
理テーブル１等にダーティブロック総数を情報として持
ち、これを参照する方法により行なうことができる。

【００２０】管理ブロック３は、ディスクキャッシュメ
モリ２上のブロック４と一体一で対応しており、ここに
はブロック内に格納されているデータの磁気ディスク装
置１０上でのアドレスとそのブロックがダーティである
かどうかを示すダーティフラグ、ＬＲＵ順位を管理する
ためのＬＲＵポインタ、及びグループ間リンクポインタ
などの情報が含まれている。また、ディスクキャッシュ
メモリ２の図上特に他のブロックと区別したブロックは
ダーティブロックであることを示している。そして、ブ
ロックに格納されるデータのコピー元が、磁気ディスク
装置上で連続する数ブロック〜数十ブロック分の大きさ
の同じ領域に含まれるブロックと呼び、これらのブロッ
クの間をアドレス順にリンクするためのポインタがグル
ープ間リンクポインタである。ブロックサイズ及び１グ
ループ分の領域は任意であるが、例えば、それぞれ４ｋ
Ｂ、６４ｋＢであるとすると、１グループの最大ブロッ
クは１６である。図示の例ではこの１グループ分の領域
は磁気ディスク装置の１トラックに対応するものとして
説明する。

【００２１】図１で、ａ０、ａ１、ｂ０等はブロック管
理情報ブロックであり、それぞれにディスクキャッシュ
メモリ上のブロックＡ０、Ａ１、Ｂ０等が対応する。そ
して、１つのグループに含まれるブロック群はＡｎ、Ｂ
ｎのように１文字目で区別され、それに続く数字はグル
ープ内でのそのブロックのアドレスを示すものとする。
そして、図中ではそれぞれのグループ間リンクによって
アドレス順にリンクされている様子を横向き矢印で表わ
している。このリンクはｄ７からｄ９のように不連続な
ブロックの間もリンクすることが可能である。また、ａ
とｄのグループはダーティブロックを含むため、グルー
プ単位でＬＲＵリンクに繋げられている。これはグルー
プ内で先頭に位置するブロックの管理情報内のＬＲＵポ
インタのみを有効とし、他のブロックのものは無効とし
て、先頭ブロックのＬＲＵ順位をグループ全体の順位と
みなすことで実現することができる。また、グループが
１つのブロックだけから成る場合はグループ間リンクポ
インタを無効にしておけばよい。

【００２２】図１において、次のライトバックの対象と
なるのは、Ｄグループであり、Ｄ３からＤ７は連続した
ブロックであるためまずこのブロック群を一括して書き
出すことができ、これによりライトバック回数を削減す
ることができる。なお、Ｄ４からＤ６のブロックのいく
つかがダーティではないがディスクキャッシュメモリ上
に存在するというような場合は、それらも含めて一度で
書き出す場合の磁気ディスク装置のアクセス時間及びデ
ータ転送時間と、複数回に分けて書き出す場合のそれを
推定して比較し、総合的に最も短い時間でライトバック
できるパターンを選択するものとする。そして、さらに
その次のライトバックではブロックＤ９を書き出すとい
うように選択する。このように、同一トラック上のデー
タをアドレス順に書き出すことで局所的なヘッドスケジ
ューリングを行なうことができて、磁気ディスク装置の
アクセス時間を短縮することも可能になる。

【００２３】ＣＰＵからのディスクアクセスの局所性に
より、このように１トラック分ほどの領域に複数のブロ
ックが含まれることは多いものと期待できる。さらに、
このグループ単位でＬＲＵの管理を行なうため、例えば
小容量の一時ファイルへのライトのような比較的狭い領
域への書き込みや、データベースの更新履歴情報のライ
トのような小容量のデータのシーケンシャルな書き込み
が頻繁に要求されるような場合は特に、該当するグルー
プはＬＲＵの上位に長くとどまりつつ、その間に次々と
新たなブロックを連結していく。これにより、この領域
へのライト要求はディスクキャッシュメモリへのライト
だけで終了させることができる。そして、この領域への
ライト要求がなくなってＬＲＵの順位が下がり、ライト
バックの対象となった際に、一括して書き出すことによ
りライト回数に対するライトバック回数の大幅な削減が
可能となる。この結果、スループットを大幅に向上させ
ることができる。

【００２４】図９は、本発明によるライト時のキャッシ
ュ制御を説明するフローチャートである。この図は、デ
ィスクキャッシュ装置がＣＰＵからのライト要求を受け
たときの、本発明の管理方式におけるキャッシュ制御の
例をフローチャートで示したものである。ディスクキャ
ッシュ装置は、まずキャッシュ管理テーブルを検索して
該当領域を含むブロックの有無を判定する（ステップＳ
１、Ｓ２）。本発明では、この検索においては同一のト
ラックに含まれるブロック群を同時に検索する必要があ
るため、磁気ディスク装置の装置番号、シリンダ番号、
及びヘッド番号までが一致するものをキャッシュ管理テ
ーブル上の管理ブロックを参照して探索していく。そし
て、一致するものを発見したらグループ間リンクを前後
に手繰って該当するブロックを探せばよい。なお、この
ようにすると、単に該当するブロックのみを探すよりも
高速に検索できる可能性が高い。

【００２５】このように検索して、該当するブロックが
ディスクキャッシュメモリ上に存在した場合はそのブロ
ックにデータを上書きした後にそのブロックを含むグル
ープをＬＲＵの最上位に位置付け直す（ステップＳ１
３、Ｓ１１）。そうでなかった場合は、従来の方法と同
様に必要ならば（ステップＳ３、Ｓ４）、ＬＲＵ最下位
のブロックをライトバックして（ステップＳ５）、空き
ブロックを割り当てて（ステップＳ６）その領域にデー
タをライトする（ステップＳ７）。そして、空きブロッ
クを割り当てた場合で、同一トラックのデータを格納し
たブロックが他に存在する場合は（ステップＳ８）、そ
のグループ間リンクのアドレス順で該当する順位にその
新たなブロックを挿入し（ステップＳ９）、他になけれ
ば単独で１つの新規グループとして（ステップＳ１
０）、それぞれのグループ全体をＬＲＵ最上位に位置付
け（ステップＳ１１）、ＣＰＵにライト終了を通知する
（ステップＳ１２）。このとき、既存のグループがダー
ティブロックを含まなかった場合は各ブロックごとにＬ
ＲＵリンクが張られているわけであるが、この場合はそ
れらのブロック全てをＬＲＵリンクから外して新たに１
つのグループとしてＬＲＵの最上位に位置付ける。それ
以外に、ダーティブロックで挟まれたブロック群、ある
いは連続するダーティなブロック群のみをひとまとめの
ＬＲＵ管理単位とする方式も考えられる。このグループ
間リンクは数ブロックから数十ブロックをアドレス順に
リンクするだけのものであるのでこれを保守するための
オーバヘッドは無視できる程度のものであり、前述のよ
うにキャッシュメモリテーブルの検索を高速化させる効
果さえもある。こうして、ディスクキャッシュメモリへ
のデータの格納、ブロック管理情報の更新を終了したと
ころでＣＰＵにライト終了を通知するのである。

【００２６】図１０は、本発明によるライト時の管理テ
ーブルの操作例の説明図である。ここで、新たに割り当
てたブロックにデータをライトした場合の、本発明によ
るキャッシュ管理テーブル上の操作の例を図１０に沿っ
て説明する。この図では、ｂ２で示されるブロックを新
たにリンクするに当たって、既にｂ１、ｂ３及びｂ７で
示される同一トラック内のブロック群が１つのグループ
としてリンクされていたことを示している。この場合、
まず既存のグループをアドレス順に手繰ってｂ２をｂ１
とｂ３の間のグループ間リンクに挿入する。その上で、
このグループ全体を以前のＬＲＵリンクから外してＬＲ
Ｕの最上位に位置付けるようにＬＲＵポインタとＬＲＵ
最上位ポインタを操作するのである。

【００２７】次に、本発明によるライトバックのタイミ
ング制御方式を説明する。本発明では、ライト又はライ
トバックの動作終了毎に、ディスクキャッシュメモリ上
に占めるダーティブロックの割合を判定し、その割合に
応じて次にライトバックを起動するためのタイマ（以後
ライトバックタイマとよぶ）のタイマ値を設定して一定
時間毎のカウントを開始する。そして、設定されたタイ
マ値分のカウントを終了した時点で次のライトバックを
起動することにより、ライトバックのタイミングを制御
するのである。

【００２８】図１１は、本発明によるライトバック間隔
決定を説明するフローチャートである。この図は、ライ
トバックタイマのタイマ値を決定するフローチャートの
例を示したものである。この例では、ライト終了時にす
でにライトバックタイマが起動されていなければ（ステ
ップＳ３１）タイマ値をＴ１として起動する（ステップ
Ｓ３２）。そして、ライトバック終了時点では、ディス
クキャッシュメモリ上のダーティブロックの割合に応じ
て（ステップＳ３３）、１／２まではＴ２（ステップＳ
３４）、２／３まではＴ３（ステップＳ３５）、３／４
まではＴ４とし（ステップＳ３６）、それ以上の時は即
座に次のライトバックを起動する（ステップＳ３７）。
この場合Ｔ１はＴ２より大きいか等しく、Ｔ２＞Ｔ３＞
Ｔ４であり、それらは実際には数百ミリ秒から数分程度
の値が適当である。

【００２９】図１２は、本発明によるライトバックの実
行例を示す図である。この図は、本発明によるライトバ
ックの実行タイミングの例を示したものであり、横軸は
右方向への時間軸を示している。この図では、ライトバ
ック（０）を終了した時点でディスクキャッシュメモリ
上にダーティブロックが存在しなくなったことを示して
いる。すると、次にライトされるまではライトバックタ
イマは停止状態になる。次にライト（１）の要求を受け
たとすると、動作終了後にはＴ１なるタイマ値でライト
バックタイマを起動する。そして、Ｔ１の時間後にライ
トバックを行ない、その終了時点でディスクキャッシュ
メモリ上のダーティブロックの割合が１／２以下であっ
たとすると次はＴ２なるタイマ値で起動する。こうして
ライトバックを実行していき、ライトバック（３）で再
びダーティブロックがなくなった時点でライトバックタ
イマを停止する。

【００３０】このようにタイミングを制御することで、
ダーティブロックの割合が少ない間は少しずつ、割合が
大きくなるほど短い間隔でＬＲＵ順位で下位のブロック
からライトバックすることになる。このことにより、ラ
イト直後に即ライトバックを行なったり、一定期間ごと
にすべてのダーティブロックのライトバックを行なうよ
うな方式よりも、ＬＲＵで上位のブロックほど、ライト
バックの順位が低くその上ダーティブロックの割合が少
なくなってそのブロックをライトバックする順番が近づ
くほどライトバックの間隔が長くなるために、ディスク
キャッシュメモリ上に長く留まるようになる。また、ダ
ーティブロックの割合が増えるほど頻繁にライトバック
を行なうようになるため、キャッシュメモリの大半がダ
ーティブロックとなるような状況にはなりにくくなる。

【００３１】

【発明の効果】以上説明したように、本発明のライトバ
ック式ディスクキャッシュ装置によれば、（１）１トラ
ック分程度の領域に含まれるブロックをグループとして
グループ間リンクポインタによるリンクでアドレス順に
管理し、ダーティブロックを含む場合はそのグループを
ＬＲＵ管理上の単位とした上で、ライトバック時にはそ
のグループ間リンクを参照することにより、その領域内
での可能な限りの複数ブロックの一括書き出しを行なう
ことによりライトバック回数を削減し、かつ、磁気ディ
スク装置のヘッドのシーク動作が不要な同一トラック内
でアドレス順に書き出していくことによって、局所的な
ヘッドスケジューリングによる磁気ディスク装置のアク
セス時間の短縮を僅かなオーバヘッドで容易に実現する
ようにしたので、ライトアクセスの頻度高い使用環境に
おいてもスループットを従来以上に高めることが可能と
なる。さらに、グループ単位でＬＲＵの管理を行なうた
め、例えば小容量の一時ファイルへのライトのような比
較的狭い領域への書き込みや、データベースの更新履歴
情報のライトのような小容量のデータのシーケンシャル
な書き込みが頻繁に要求されるような場合は特に、該当
するグループはＬＲＵの上位に長く留まりつつ、その間
に次々と新たなブロックを連結していくことで、この領
域へのライト要求はディスクキャッシュメモリへのライ
トだけで終了させることができる。そして、この領域へ
のライト要求がなくなってＬＲＵの順位が下がりライト
バックの対象となった際に、一括して書き出すことによ
りライト回数に対するライトバック回数の大幅な削減が
可能となり、スループットを大幅に向上させることがで
きる。また、（２）ライト／ライトバック終了後、次に
ライトバックを起動するまでの時間を、ディスクキャッ
シュメモリ上をダーティブロックが占める割合が少ない
ほど長く、多いほど短く、そして一定以上の割合だった
ら間隔をあけずに連続して行なうというように、ダーテ
ィブロックの割合によって調整するようにしたので、Ｌ
ＲＵで上位のブロックほど、ライトバックの順位が低い
上にダーティブロックの割合が少なくなってそのブロッ
クをライトバックする順番が近づくほどライトバックの
間隔が長くなる。従って、ディスクキャッシュメモリ上
に従来以上に長く留まるようになる。このため、同一ブ
ロックへのライトが頻繁に発生する場合、そのブロック
はディスクキャッシュメモリ上に長く留まって、ライト
回数に対してライトバックの回数を従来以上に削減でき
るようになる。このため、スループットを向上させるこ
とができる。そして、このライトバックタイミングの制
御方式を上述した本発明（１）によるディスクキャッシ
ュメモリの管理方式と組み合わせた場合、特に前述のよ
うな狭い領域への書き込みや小容量のデータのシーケン
シャルな書き込みが頻繁に要求された場合、その領域を
含むグループは従来のライトバックタイミングの制御方
式より一層長くディスクキャッシュメモリ上に留まるた
め、ライトバック回数の更なる削減によるスループット
の一層の向上が期待できる。また、ダーティブロックの
割合が増えるほど頻繁にライトバックを行なうようにな
るため、キャッシュメモリの大半がダーティとなるよう
な状況にはなりにくく、その上で適当な時間間隔でライ
トバックを行なう。このため、一定時間ごとに集中して
ライトバックを行なう場合のように一時的にスループッ
トが極端に低下するようなことも発生しないという利点
もある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のライトバック式ディスクキャッシュ装
置の一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リード時の動
作を説明するブロック図である。

【図３】従来のディスクキャッシュ装置のライト時の動
作を説明するブロック図である。

【図４】従来のライトバック式ディスクキャッシュ装置
の管理方式の説明図である。

【図５】従来のライト時のキャッシュ制御を説明するフ
ローチャートである。

【図６】従来のライト時の管理テーブルの操作例の説明
図である。

【図７】従来のライトバックの実行例を示す図である。

【図８】従来のライトバックの実行例を示す図である。

【図９】本発明によるライト時のキャッシュ制御を説明
するフローチャートである。

【図１０】本発明によるライト時の管理テーブルの操作
例の説明図である。

【図１１】本発明によるライトバック間隔を決定する例
を説明するフローチャートである。

【図１２】本発明によるライトバックの実行例を示す図
である。

【符号の説明】

１ キャッシュ管理テーブル ２ ディスクキャッシュメモリ ３ 管理ブロック ４ キャッシュブロック ６ ディスクキャッシュ制御部 ７ データ書き込み手段 ８ ライトバック手段 ９ タイマ値設定手段 １０ ディスク装置

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ディスク装置上に格納されたデータをブ
   ロック毎に転記するディスクキャッシュメモリと、 前記ディスク装置へのデータの書き込みの発生時は、当
   該ディスクキャッシュメモリに転記されている該当する
   ブロック内のデータのみを更新するデータ書き込み手段
   と、 前記ディスク装置上の連続する１トラック分程度の複数
   のブロックを１つのグループとし、当該グループ内のブ
   ロックを前記ディスク装置上の同一トラック内のアドレ
   ス順にリンクして管理するキャッシュ管理テーブルと、 当該キャッシュ管理テーブル上に前記ディスクキャッシ
   ュメモリ上でのみ更新されているブロックを含むグルー
   プがあるときは、当該グループ内の連続する複数のブロ
   ックを１回のアクセスにより前記ディスク装置上に書き
   戻すライトバック手段とから成ることを特徴とするライ
   トバック式ディスクキャッシュ装置。
2. 【請求項２】 ディスク装置上に格納されたデータをブ
   ロック毎に転記するディスクキャッシュメモリと、 前記ディスク装置へのデータの書き込みの発生時は、当
   該ディスクキャッシュメモリに転記されているブロック
   内のデータのみを更新するデータ書き込み手段と、 前記キャッシュメモリ上でのみ更新されているブロック
   を前記ディスク装置上に書き戻すライトバック手段と、 当該ライトバック手段の動作が発生する時間間隔を決定
   するタイマ値を、前記ディスクキャッシュメモリ上での
   み更新されているブロックの数が多くなるに従って小さ
   く設定するタイマ値設定手段とから成ることを特徴とす
   るライトバック式ディスクキャッシュ装置。