JPH05324476A - ディスクキャッシュ装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 電源投入直後から性能を向上させる。 【構成】 ＬＲＵの最上位と最下位を指し示すポインタ
の他に、ＣＰＵ４から要求されたデータを含むブロック
のうちでＬＲＵ順で最下位になるものを指すヒット最下
位ポインタを設ける。そして、電源投入直後からディス
クキャッシュメモリ２が満杯になるまでは、リードミス
時に複数ブロックサイズ分のデータをディスクキャッシ
ュメモリ２に格納するようにする。このとき、要求され
たデータを含むブロックは、ＬＲＵの最上位に位置付
け、そうでないブロックはヒットしたデータを含むブロ
ックの最下位に位置付ける。その後、要求データを含ま
ないブロック内のデータについて新たに別のアクセスが
あった場合はそのブロックを改めてＬＲＵの最上位に位
置付ける。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、電源投入直後からディ
スクキャッシュメモリの本来の機能を発揮できるように
した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。図２、図３及び図４は、従来のディス
クキャッシュ装置のブロック図であり、これらの図はそ
れぞれ同装置の動作の概要を説明するものである。ディ
スクキャッシュ装置は、ディスクキャッシュ制御部２１
と、ディスクキャッシュメモリ２２とから成る。ディス
クキャッシュ制御部２１は、磁気ディスク装置２３とデ
ィスクキャッシュメモリ２３との間のデータ転送を制御
する。

【０００３】ディスクキャッシュメモリ２２は、ＲＡＭ
から成り、磁気ディスク装置２３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。このディスクキャ
ッシュメモリ２２には、磁気ディスク装置２３に格納さ
れているデータの一部の写しがブロック単位に記憶され
ている。各ブロックは、当該ブロックと一対一に対応し
たエントリから成るキャッシュ管理テーブルにより管理
される。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Ｌ
ＲＵ（Ｌｅａｓｔ Ｒｅｃｅｎｔｌｙ Ｕｓｅｄ）の原
理で管理される。従って、キャッシュ管理テーブルの各
エントリには、ＬＲＵポインタと呼ばれるポインタが格
納されている。このＬＲＵポインタにより各エントリ
は、ＬＲＵ順にリンクされている。また、ＬＲＵ順の最
上位と最下位を指し示すＬＲＵ最上位ポインタ及びＬＲ
Ｕ最下位ポインタにより管理されるブロックの範囲が示
される。これらのポインタによりＬＲＵ管理が実現され
る。図では、ディスクキャッシュメモリ２２上のブロッ
クを指示する矢印によりこれらのポインタを表現してい
る。

【０００４】磁気ディスク装置２３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。ＣＰＵ（中央処理装
置）２４は、磁気ディスク装置２３に格納されたプログ
ラムやデータを主記憶装置２５に読み出してデータ処理
を行なう。主記憶装置２５は、ＣＰＵ２４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。ＣＰ
Ｕ２４と、主記憶装置２５と、ディスクキャッシュ装置
とは、システムバスにより接続されている。

【０００５】ＣＰＵ２４からのリードアクセス要求を受
けると、ディスクキャッシュ装置は、まず、ディスクキ
ャッシュメモリ２２内に該当する領域のデータの写しが
格納されているかどうかを検索する。格納されていた場
合をリードヒットと呼び、格納されていなかった場合を
リードミスと呼ぶ。リードミスの場合、ディスクキャッ
シュ装置は磁気ディスク装置２３内にあるリード要求対
象データ（図２の斜線部）を主記憶装置２５に転送する
とともに、該当するデータを含む１ブロック分のデータ
（図５の（３））をディスクキャッシュメモリ２２内に
格納する。また、該当するデータが複数ブロックにまた
がっている場合は、その数のブロックをディスクキャッ
シュメモリ２２に格納する。このとき、ディスクキャッ
シュメモリ２２上に空きブロックがなければ、ＬＲＵで
最下位に位置付けられているブロックを論理的に無効化
して、新たなブロックに領域を割り当てることになる。
新たに格納されたブロックは、図２に示すようにポイン
タでリンクされ、ＬＲＵの最上位に位置付けられる。

【０００６】これに対して、リードヒットの場合は、磁
気ディスク装置２３をアクセスせずに、直接ディスクキ
ャッシュメモリ２２から主記憶装置２５に要求されたデ
ータを転送する。このため、ヒットしたときは、アクセ
ス時間を大幅に短縮することができるのである。このと
き、該当するデータを含むブロックはＬＲＵの最上位に
リンクしなおされる。リードミスの場合、要求されたデ
ータよりも大きなデータ（ブロック）を磁気ディスク装
置２３から読み込むため、アクセス時間はディスクキャ
ッシュ装置を使用しないときよりも長くなる。しかしな
がら、アクセスの局所性により、余分に読み込んだ領域
がその後アクセスされる可能性は比較的高く、リード要
求に対してリードヒットする確率（以下、「ヒット率」
という。）が向上して総合的にはより良い性能を発揮で
きるようになる。ところが、ブロックサイズが大きすぎ
ると無駄なデータもディスクキャッシュメモリ２２に格
納することになり、かえってヒット率が低下する。この
ため、ブロックサイズは１回のリードアクセスで要求さ
れる平均的なデータ量の１倍から１０倍程度の間に設定
される。

【０００７】以上説明したように、ヒット率が十分に高
ければ、ディスクキャッシュ装置を使用することによ
り、平均のアクセス時間を短縮することができる。ま
た、ディスクキャッシュメモリ２２にデータを適正な大
きさに設定されたサイズのブロック単位で格納し、各ブ
ロックのＬＲＵ管理を行うことで、磁気ディスク装置２
３へのアクセスの空間的及び時間的な局所性を利用して
ヒット率を上げることができる。

【０００８】

【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、上
述した従来のディスクキャッシュ装置では、リードミス
時に要求データが複数ブロックにまたがっていない限
り、常に１ブロック分のデータのみをディスクキャッシ
ュメモリ２２に格納するようにしている。これでは、電
源投入直後はディスクキャッシュメモリ２２の内容は空
であるため、ブロックサイズが小さい場合はディスクキ
ャッシュメモリ２２にデータが十分格納されて性能を発
揮できるようになるまでに長い時間（数分から数十分）
がかかる。一方、ブロックサイズを大きくすると、定常
状態では前述のようにディスクキャッシュメモリ２２を
無駄に使用することが多くなるためにヒット率が低下す
る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、定常状態では従来の装置と同等の性能
が得られ、電源投入直後は従来よりも早期に性能が発揮
できるようにした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。

【０００９】

【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、当該デ
ィスクキャッシュメモリが満杯か否かを判定するキャッ
シュ満杯判定手段と、当該キャッシュ満杯判定手段によ
り前記ディスクキャッシュメモリが満杯でないと判定さ
れたときは、アクセス対象となるデータを含むブロック
の前後の一方又は双方に連続する複数のブロックを一括
して前記ディスクキャッシュメモリ上に転送し、当該キ
ャッシュ満杯判定手段により前記ディスクキャッシュメ
モリが満杯であると判定されたときは、アクセス対象と
なるデータを含むブロックのみを前記ディスクキャッシ
ュメモリ上に転送するブロック転送手段と、当該ブロッ
ク転送手段により前記ディスクキャッシュメモリ上に転
送された各ブロックをアクセス対象となったものとアク
セス対象となっていないものとに分けて管理するキャッ
シュ管理手段と、アクセス要求時に、前記ディスクキャ
ッシュメモリ上にアクセス対象となるデータを含むブロ
ックが存在するか否かを判定するヒット判定手段と、当
該ヒット判定手段により前記ディスクキャッシュメモリ
上にアクセス対象となるデータを含むブロックが存在す
ると判定されたときは、当該ブロックを前記キャッシュ
管理手段がアクセス対象となったブロックとして管理す
るよう、管理状態を変更する管理状態変更手段と、前記
ディスクキャッシュメモリ上のアクセス対象となるデー
タをアクセス要求元に転送するデータ転送手段とから成
ることを特徴とするものである。

【００１０】

【作用】本発明のディスクキャッシュ装置においては、
キャッシュ管理手段によりディスクキャッシュメモリ上
でＬＲＵ最上位に位置するブロックを指すポインタ、及
び最下位に位置するブロックを指すポインタの他に、新
たにＣＰＵから要求されたデータを含むブロックのうち
でＬＲＵ順で最下位になるものを指すポインタが使用さ
れる。そして、電源投入直後からディスクキャッシュメ
モリが満杯になるまでの間は、ＣＰＵからのリード要求
の対象となるデータがディスクキャッシュメモリ上に存
在しない場合はそのデータを含む連続する複数ブロック
サイズ分のデータを磁気ディスク装置から読み出してデ
ィスクキャッシュメモリ上に格納する。このとき、要求
されたデータを含むブロックは、最上位ブロックを指す
ポインタを参照及び更新してＬＲＵの最上位に位置付け
られる。一方、残りのブロックは、ヒット最下位ポイン
タを参照してそのポインタ以降の順位に位置付けられ
る。その後、要求データを含まないブロック内のデータ
に新たに別のアクセスがあった場合は、ポインタ変更手
段によりそのブロックは改めてＬＲＵの最上位に位置付
けられる。

【００１１】

【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
の一実施例のブロック図である。図示のディスクキャッ
シュ装置は、ディスクキャッシュ制御部１と、ディスク
キャッシュメモリ２とから成る。ディスクキャッシュメ
モリ２は、ＲＡＭ（ランダム・アクセス・メモリ）から
成り、磁気ディスク装置３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制御部１は、キ
ャッシュ満杯判定手段１１と、ブロック転送手段１２
と、キャッシュ管理手段１３と、ヒット判定手段１４
と、ポインタ変更手段１５と、データ転送手段１６とか
ら成る。キャッシュ満杯判定手段１１は、ディスクキャ
ッシュメモリ２が満杯か否かを判定する。この場合の満
杯判定方式には、種々のものがあるが、いずれの方式を
用いてもよいことはいうまでもない。例えば、磁気ディ
スク装置３からディスクキャッシュメモリ２に転送した
ブロック数を計数するカウンタを設け、このカウンタ値
をディスクキャッシュメモリ２に格納可能な最大ブロッ
ク数と比較する方式がある。また、磁気ディスク装置３
からディスクキャッシュメモリ２へのブロック転送の都
度、ディスクキャッシュメモリ２内の空きブロック数を
検出するようにする方式もある。

【００１２】ブロック転送手段１２は、キャッシュ満杯
判定手段１１によりディスクキャッシュメモリ２が満杯
でないと判定されたときは、アクセス対象となるデータ
を含む複数のブロックを一括してディスクキャッシュメ
モリ上に転送する。例えば、アクセス対象となるデータ
を含む１トラック分の複数ブロック（例えば、４ブロッ
ク）を転送する。これにより、アクセス対象のデータを
含むブロックの前後の一方又は双方に連続する複数のブ
ロックを磁気ディスク装置３への１回のアクセスで読み
出す。また、ブロック転送手段１２は、キャッシュ満杯
判定手段１１によりディスクキャッシュメモリ２が満杯
であると判定されたときは、アクセス対象となるデータ
を含むブロックのみをディスクキャッシュメモリ２上に
転送する。この転送は、従来と同様である。

【００１３】キャッシュ管理手段１３は、ブロック転送
手段１２によりディスクキャッシュメモリ２上に転送さ
れた各ブロックをアクセス対象となったものとアクセス
対象となっていないものとに分けて管理する。即ち、キ
ャッシュ管理手段１３は、従来と同様に、ディスクキャ
ッシュメモリ２上でＬＲＵ最上位に位置するブロックを
指す最上位ポインタ、及び最下位に位置するブロックを
指すノンヒット最下位ポインタを使用する。そして、そ
の他に、ＣＰＵ４から要求されたデータを含むブロック
（以下、「ヒットブロック」という。）のうちでＬＲＵ
順で最下位になるものを指すヒット最下位ポインタを使
用する。これにより、ヒットブロックを、最上位ポイン
タからヒット最下位ポインタまでの間に位置付ける。一
方、ヒットブロックでないブロックをヒット最下位ポイ
ンタからノンヒット最下位ポインタまでの間に位置付け
る。

【００１４】ヒット判定手段１４は、ＣＰＵ４のアクセ
ス要求時に、ディスクキャッシュメモリ２上にアクセス
対象となるデータを含むブロックが存在するか否かを判
定する。このヒット判定は、例えば、ディスクキャッシ
ュ制御部１に格納された図示しないキャッシュ管理テー
ブルのエントリのヒット判定ビットを参照することによ
り行われる。管理状態変更手段１５は、ヒット判定手段
１４によりヒットと判定されたときは、当該ブロックを
キャッシュ管理手段１２がヒットブロックとして管理す
るよう、管理状態を変更する。即ち、当該ブロックをヒ
ット最上位ポインタの位置に置く。データ転送手段１６
は、ディスクキャッシュメモリ２上のアクセス対象とな
るデータをアクセス要求元に転送する。即ち、ディスク
キャッシュメモリ２上のヒットブロック上のアクセス対
象データのみを所定の作業領域に転送する。

【００１５】尚、以上の手段１１〜１６は、それぞれ別
個のハードウェアを用いなくてもよく、１つのプロセッ
サで実行される一体のプログラム又は分割されたプログ
ラムにより構成してもよい。磁気ディスク装置３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。ＣＰＵ
（中央処理装置）４は、磁気ディスク装置３に格納され
たプログラムやデータをディスクキャッシュ装置を介し
て主記憶装置５に読み出してデータ処理を行なう。主記
憶装置５は、ＣＰＵ４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。ＣＰＵ４と、主記憶装置
５と、ディスクキャッシュ装置とは、システムバスによ
り接続されている。

【００１６】次に、上述した本発明のディスクキャッシ
ュ装置の動作を説明する。図５、図６及び図７は、本発
明のディスクキャッシュ装置の動作の説明図である。こ
れらの図は、それぞれ従来の装置の動作を示す図２、図
３及び図４に対応しており、ＣＰＵ４からのアクセス要
求が全く同じパターンで発行されるものとする。図５と
図２は、ディスクキャッシュメモリ２又は２２に空きが
ある（満杯でない）場合の動作を示す。この場合、図５
のディスクキャッシュメモリ２上にはＬＲＵ順で、Ａ、
Ｂ、Ｃ、Ｄのブロックが格納されている状態である。一
方、図２のディスクキャッシュメモリ２２上にはＬＲＵ
順で、Ａ、Ｂなるブロックが格納されている状態であ
る。いずれも、ディスクキャッシュメモリ上に存在しな
い斜線部で示すデータのリード要求を受けたときの、そ
れぞれの動作を示したものである。尚、それぞれのブロ
ックの順序は、ＬＲＵ最上位、最下位を示すポインタと
各ブロック間のＬＲＵポインタによるリンクで表現され
る論理的なものであり、ディスクキャッシュメモリ２又
は２２上の物理的な格納位置は任意である。

【００１７】また、図５では、さらにヒットブロックの
ＬＲＵ最下位を指すポインタが設けられており、これが
ブロックＢを指しているとする。即ち、ブロックＣとＤ
はＣＰＵ４から要求されたデータを含まないブロックで
あり、そのうちではブロックＣのＬＲＵ順位が高く、ブ
ロックＤが低い。電源投入時には、これらのポインタは
すべて無効で、ディスクキャッシュメモリ２又は２２の
内容も空であるが、ディスクキャッシュメモリ２又は２
２にデータが格納される度に更新されていく。そして、
ＣＰＵ４からのアクセス要求が同一の順序で発行される
場合、従来の方式で格納されるデータブロックとそのＬ
ＲＵ順位は、本発明の方式で格納されるデータブロック
のうちでＬＲＵ最上位ポインタとヒットブロックのＬＲ
Ｕ最下位ポインタの間に格納されるブロックに等しい。
即ち、図５と図２で示されるＡ、Ｂの間のデータブロッ
クとそのＬＲＵ順は全く同一である。

【００１８】この状態でリードミスが発生すると、従来
では図２に示すように斜線部のデータを主記憶装置５に
転送するとともに、それを含む１ブロック分の領域
（３）のみをディスクキャッシュメモリ２上に格納し、
ＬＲＵの最上位に位置付ける。これに対して本発明で
は、一例として、図５に示すように斜線を含む領域
（１）から領域（４）までの４ブロック分の領域をディ
スクキャッシュメモリ２上に格納することとする。そし
て、斜線部を含む領域（３）のみをＬＲＵの最上位に位
置付け、他の領域はヒットブロックのＬＲＵ最下位を指
すポインタを参照して、ブロックＢとＣの間の順位に挿
入する。これにより、領域（１）、（２）、（４）を格
納したブロックは必ずヒットブロックよりＬＲＵで下位
の順位で、かつその前までに格納されたヒットブロック
でないブロックよりは上位の順位に位置付けられること
になる。この場合、本発明の方式は従来よりも多くのデ
ータを磁気ディスク装置３から読み込むので、アクセス
時間は遅くなる。ところが、磁気ディスク装置３では、
一般にデータ転送速度に比べてヘッドのシーク時間、回
転待ち時間が長く、ブロックサイズを１キロバイトとす
れば、この場合のアクセス時間の増加は平均では１割弱
程度である。

【００１９】図５、図２の動作の後、まだディスクキャ
ッシュメモリ２上に空きブロックがある状態で、領域
（４）内のデータへのリード要求を受けたときの動作を
それぞれ図６と図３に示す。この場合、従来の方式では
リードミスとなり、図３に示すように領域（４）のデー
タを磁気ディスク装置２３から読み出してディスクキャ
ッシュメモリ２２に格納し、新たにＬＲＵの最上位に位
置付ける。一方、本発明では図６に示すように、既にデ
ィスクキャッシュメモリ２上に格納されている状態、即
ちリードヒットの状態である。従って、磁気ディスク装
置３をアクセスせずに直接ディスクキャッシュメモリ２
から主記憶装置５に要求されたデータ（斜線部）を転送
するだけでよく、これにより、アクセス時間を大幅に短
縮することができる。このとき、領域（４）を格納した
ブロックはそれまでのＬＲＵポインタのリンクから一旦
はずされた後、新たに最上位に位置付けられる。

【００２０】図４は、従来の方式で、ディスクキャッシ
ュメモリ２２が満杯になるときの動作を示す。このとき
にＦというブロックがＬＲＵの最上位に位置付けられた
とする。このとき、ＬＲＵ順位はブロックＦからＢの順
番であるとする。一方、本発明で、これに対応する時点
の動作を図７に示す。本発明では、リードミス時により
多くのデータをディスクキャッシュメモリ２上に格納す
るため、既にディスクキャッシュメモリ２は満杯になっ
た後である。このため、このときキャッシュに格納する
のは１ブロック分のみである。そして、ＬＲＵ最下位の
ブロックをそれまでのＬＲＵポインタのリンクからはず
して論理的に無効化した後、ブロックＦを格納して新た
に最上位に位置付ける。この時点で、ディスクキャッシ
ュメモリ２の内容はＬＲＵ順でブロックＦからＢまでと
なり、ヒットブロックがディスクキャッシュメモリ２上
の全領域を占めてヒットブロックでないブロックはすべ
て追い出される。これにより、以後はヒットブロックの
ＬＲＵ最下位を指すブロックはＬＲＵ最下位を示すブロ
ックと等しくなって常に同じブロックを指すようにな
り、かつ、ディスクキャッシュメモリ２の内容は従来の
方式と同一の状態になる。このため、以後はヒット率、
アクセス時間とも両方式とも全く同一となる。

【００２１】図８は、本発明と従来のディスクキャッシ
ュ装置の特性の比較図である。この図は、本発明と従来
の装置のそれぞれでの、リードアクセス回数（横軸）に
対するキャッシュ使用率、平均アクセスタイムの推定さ
れる推移を、模式的にプロットして比較したものであ
る。キャッシュ使用率は、ディスクキャッシュメモリ２
の全領域に占めるデータ格納済みブロックの割合であ
る。上述の例では、本発明では従来の方式よりリードミ
ス時に４倍のデータブロックを格納するので、ほぼ１／
４のリードアクセス回数で使用率は１００％に達する。
当初は本発明の方が平均アクセス時間が長いが、ヒット
率が上昇するのが早いため、従来の方式よりヒット率が
数％上回った時点から逆転する。そして、キャッシュ使
用率が１００％に達する頃には定常状態に近い値になる
ことが期待される。その後、従来の方式でディスクキャ
ッシュメモリ２が満杯になった後は全く同じ値になるの
である。ただし、この効果の程度はアクセスのパターン
によって異なるため、確実に推定することはできないも
のであり、図８では最も理想的な場合を想定している。

【００２２】尚、上述した実施例においては、ディスク
キャッシュメモリ２をＬＲＵにより管理する場合につい
て説明したが、これに限らず、ＦＩＦＯ（Ｆｉｒｓｔ
ＩｎＦｉｒｓｔ Ｏｕｔ）等一定の法則に従った順序で
管理する方式であればどのような方式でもよい。また、
ブロック転送手段１２が一括して転送する複数のブロッ
クは、４つに限らず、いくつでもよい。

【００２３】

【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、電源の投入直後は、従来の方
式よりもリードミス時に多くのデータをキャッシュ上に
格納するようにしたので、早期にキャッシュが満杯にな
り、高いヒット率を得られるようにすることができる。
これにより、キャッシュが満杯になるまではリードミス
時のアクセス時間が長くても、総合的にはより良い性能
を発揮することができる。また、単に複数のブロックを
読み込んだり、ブロックサイズを大きくするだけではか
えってヒット率が低下する可能性があるが、ヒットブロ
ック以外はＬＲＵの順位を低くするようにしたので、従
来の方式では空きブロックとなっていたはずの領域を効
率よく使用することになる。このため、従来よりヒット
率が低くなることはなく、アクセス時間の増加分を相殺
する以上にヒット率が上がれば効果が出ることになる。
そして、キャッシュ上からヒットブロックでないブロッ
クがなくなった後は従来の装置と同一の動作となる。こ
のため、ブロックサイズを大きくしただけの場合とは異
なり、キャッシュ満杯後もリードミス時に常に余計なデ
ータ転送時間を要したりすることはなく、また、キャッ
シュを無駄に使用してヒット率が下がるような状態は発
生しない。

【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動作を説明す
るブロック図である。

【図４】従来のディスクキャッシュ装置の動作を説明す
るブロック図である。

【図５】本発明のディスクキャッシュ装置の動作を説明
するブロック図である。

【図６】本発明のディスクキャッシュ装置の動作を説明
するブロック図である。

【図７】本発明のディスクキャッシュ装置の動作を説明
するブロック図である。

【図８】本発明と従来のディスクキャッシュ装置の特性
の比較図である。

【符号の説明】

１ ディスクキャッシュ制御部 ２ ディスクキャッシュメモリ ３ 磁気ディスク装置 ４ ＣＰＵ ５ 主記憶装置 １１ キャッシュ満杯判定部 １２ ブロック転送手段 １３ キャッシュ管理手段 １４ ヒット判定手段 １５ 管理状態変更手段 １６ データ転送手段

Claims (1)

【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、 当該ディスクキャッシュメモリが満杯か否かを判定する
   キャッシュ満杯判定手段と、 当該キャッシュ満杯判定手段により前記ディスクキャッ
   シュメモリが満杯でないと判定されたときは、アクセス
   対象となるデータを含むブロックの前後の一方又は双方
   に連続する複数のブロックを一括して前記ディスクキャ
   ッシュメモリ上に転送し、当該キャッシュ満杯判定手段
   により前記ディスクキャッシュメモリが満杯であると判
   定されたときは、アクセス対象となるデータを含むブロ
   ックのみを前記ディスクキャッシュメモリ上に転送する
   ブロック転送手段と、 当該ブロック転送手段により前記ディスクキャッシュメ
   モリ上に転送された各ブロックをアクセス対象となった
   ものとアクセス対象となっていないものとに分けて管理
   するキャッシュ管理手段と、 アクセス要求時に、前記ディスクキャッシュメモリ上に
   アクセス対象となるデータを含むブロックが存在するか
   否かを判定するヒット判定手段と、 当該ヒット判定手段により前記ディスクキャッシュメモ
   リ上にアクセス対象となるデータを含むブロックが存在
   すると判定されたときは、当該ブロックを前記キャッシ
   ュ管理手段がアクセス対象となったブロックとして管理
   するよう、管理状態を変更する管理状態変更手段と、 前記ディスクキャッシュメモリ上のアクセス対象となる
   データをアクセス要求元に転送するデータ転送手段とか
   ら成ることを特徴とするディスクキャッシュ装置。