JPH0612328A - キャッシュメモリのデータ蓄積方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 キャッシュメモリの容量を増加することな
く、ヒット率を向上できるキャッシュメモリのデータ蓄
積方法を提供する。 【構成】 情報記録媒体に記録されたデータの一部のデ
ータを格納するためのキャッシュメモリに、上位制御装
置から要求されたデータの近傍のデータを先読みして格
納するキャッシュメモリのデータ蓄積方法において、前
記先読みされたデータをキャッシュメモリに格納する場
合に、要求データがキャッシュメモリ内にあったときの
先読みデータを優先して掃き出し、新規に先読みされた
データを格納する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、コンピュータシステム
などに使用されるキャッシュメモリのデータ蓄積方法に
関するものである。

【０００２】

【従来の技術】一般に、コンピュータシステムにおいて
は、主メモリとして高速の半導体メモリが使用され、２
次メモリとして大容量でビット単価が安価な磁気ディス
ク、光ディスク、光磁気ディスクなどの外部記憶装置が
使用されている。主メモリとしてはアクセスは高速で行
えるが、ビット単価が高く、大容量を持たせることは困
難であるため、データ保存用のメモリに適しているとは
言い難い。そこで、データ保存用として大容量、廉価な
２次メモリが使用されるわけであるが、上述した外部記
憶装置はアクセス速度が遅いという欠点がある。こうし
た欠点の解決策として、従来は外部記憶装置内にいわゆ
るキャッシュメモリを設けて、アクセスの低速性を補う
というディスクキャッシュ方法が使用されている。この
ディスクキャッシュ方法は、情報記録媒体であるディス
クから読み出したデータを半導体メモリなどの高速のキ
ャッシュメモリに格納しておき、ホスト装置からのリー
ド命令でその要求データがキャッシュメモリ内にあれ
ば、ディスクからの読み出しは行わず、キャッシュメモ
リから読み出すことでアクセス速度の高速化を図るもの
である。

【０００３】一般に、こうしたキャッシュメモリの容量
は、外部記憶装置の容量よりもはるかに小さいので、キ
ャッシュメモリに格納するデータを厳選してホスト装置
からのリード命令のデータがキャッシュメモリ内にある
確率、いわゆるヒット率を上げる必要がある。その一例
として、ホスト装置からのリード／ライト命令のあった
データや、次にリードアクセスされるであろうその近傍
の次のデータを先読みしてキャッシュメモリに格納する
方法が知られている。このことは、一度アクセスしたブ
ロックのデータはアクセスされる頻度が高いこと、その
近傍のブロックのデータは次にアクセスされる確率が高
いことなどの理由による。一方、キャッシュメモリにデ
ータを格納する場合、キャッシュメモリに空きがなけれ
ば、現在あるデータを掃き出さなければならない。この
掃き出し方法としては、例えば古いデータから掃き出す
ＦＩＦＯ方式（First In First Out）や、最近アクセス
されていないデータから掃き出すＬＲＵ方式（Least Re
cently Used ）などが知られている。

【０００４】

【発明が解決しようとしている課題】ところで、以上の
キャッシュメモリは外部記憶装置内に設けられるばかり
でなく、ホスト装置にも設けられることが多い。こうし
た場合、ホスト装置では通常ＯＳ（Operating Syste
m）、またはデバイスドライバによりキャッシング機能
を実現するのが一般的である。ホスト装置におけるキャ
ッシュメモリのデータ掃き出し方法としては、一般にリ
ードアクセスするデータがキャッシュメモリ内にあれば
そのまま残し、なければ外部記憶装置にリード要求を行
い、そのデータをキャッシュメモリ内のアクセスされた
のが最も古いデータと入れ換えるというＬＲＵ方式が使
用されている。しかしながら、キャッシュ機能をもった
ホスト装置に外部記憶装置を接続した場合、同じＬＲＵ
方式を使用しているために、それぞれのキャッシュメモ
リで重複したデータを多くもつことになり、キャッシュ
メモリを有効に利用できていなかった。このような場
合、外部記憶装置でヒット率を上げるためには、ホスト
装置のキャッシュメモリよりも大きな容量のキャッシュ
メモリが必要になるという問題があった。

【０００５】本発明は、上述した問題点を解消するため
になされたもので、その目的はキャッシュメモリを有効
に利用し、小さい容量でありながらヒット率を向上でき
るようにしたキャッシュメモリのデータ蓄積方法を提供
することにある。

【０００６】

【課題を解決するための手段】本発明の目的は、情報記
録媒体に記録されたデータの一部のデータを格納するた
めのキャッシュメモリに、上位制御装置から要求された
データの近傍のデータを先読みして格納するキャッシュ
メモリのデータ蓄積方法において、前記先読みされたデ
ータをキャッシュメモリに格納する場合に、要求データ
がキャッシュメモリ内にあったときの先読みデータを優
先して掃き出し、新規に先読みされたデータを格納する
ことを特徴とするキャッシュメモリのデータ蓄積方法に
よって達成される。

【０００７】

【実施例】以下、本発明の実施例について、図面を参照
して詳細に説明する。図１は本発明のキャッシュメモリ
のデータ蓄積方法を実施したホスト装置と光磁気ディス
ク装置からなる情報処理システムを示したブロック図で
ある。図１において、１００は上位制御装置であるとこ
ろのホスト装置、１０１はこのホスト装置１００に外部
記憶装置として接続された光磁気ディスク装置である。
ホスト装置１００は内部に図示しないキャッシュメモリ
を有し、そのデータ掃き出し方法としては、前述したＬ
ＲＵ方式が使用されている。また、光磁気ディスク装置
１０１はホスト装置１００とのインターフェースをとる
ためのインターフェース（Ｉ／Ｆ）１０３、制御プログ
ラムを格納するためのＲＯＭ１０６、この制御プログラ
ムに従って装置を総括的に制御するためのＣＰＵ１０
４、このＣＰＵ１０４のワークメモリとして使用される
ＲＡＭ１０７、キャッシュメモリとして使用されるバッ
ファメモリ１０５から構成されている。バッファメモリ
１０５としては、高速アクセスが可能な半導体メモリが
使用されている。また、図１において、１０８は光磁気
ディスクコントロール部（ＯＤＣ）で、Ｉ／Ｆ１０３と
バッファメモリ１０５とのリード／ライトデータの転
送、あるいはバッファメモリ１０５とディスクリード／
ライト部（Ｒ／Ｗ部）１０９とのデータ転送及びエラー
訂正コードの付加やエラー訂正を行う。Ｒ／Ｗ部１０９
は、情報記録媒体として使用された光磁気ディスク１１
０に情報を記録したり、あるいはその記録情報の再生を
行う。

【０００８】図２はバッファメモリ１０５のデータ構造
を示した図である。バッファメモリ１０５は、主にキャ
ッシュバッファ２０１とミスヒット用のリードバッファ
２０２から構成されている。また、キャッシュバッファ
２０１は複数のキャッシュデータブロックに分割されて
いる。本実施例では説明を簡単化するために、ブロック
Ａ〜Ｄの４分割とし、このブロック単位でデータを管理
する。なお、このブロックの管理は詳しくは後述する
が、２つのリストにより行われる。１つはキャッシュバ
ッファ２０１に何のデータが格納されているかを示すキ
ャッシュリスト、もう１つは新しいデータを格納できる
ブロックを示す空きリストである。

【０００９】図３はキャッシュバッファ２０１を管理す
るための情報を示した図である。キャッシュ管理情報３
００は、キャッシュデータブロックＡ〜Ｄのそれぞれに
持っており、各データブロックは各々の管理情報３００
によって管理される。また、キャッシュ管理情報３００
は、次のキャッシュ管理情報３００を指す空きリストポ
インタ３０１、キャッシュリストポインタ３０２、キャ
ッシュバッファ２０１中のどのブロックを使用するかを
示すキャッシュブロック情報３０３、光磁気ディスク１
１０内のどこのブロックを格納しているかを示す格納ブ
ロック情報３０４から構成されている。この他に、空き
リスト先頭ポインタ３０５とキャッシュリスト先頭ポイ
ンタ３０６があるが、この２つの管理情報は図１に示し
たＲＡＭ１０７に格納されている。

【００１０】図４は前述した空きリストとキャッシュリ
ストを具体的に説明するための図である。図４（ａ）は
キャッシュバッファ２０１の使用状態を示しており、こ
こではブロックＡにキャッシュデータ１、ブロックＣに
キャッシュデータ２が格納されているものとし、ブロッ
クＢ，Ｄは未使用であるものとする。このときの空きリ
ストは図４（ｂ）に示すように、空きリスト先頭ポイン
タ３０５からキャッシュ管理情報３００Ｂ，３００Ｄに
つながる。また、キャッシュリストは図４（ｂ）に示す
如く、キャッシュリスト先頭ポインタ３０６からキャッ
シュ管理情報３００Ａ，３００Ｃにつながる。キャッシ
ュ管理情報３００ＡはブロックＡの管理情報であり、同
様にキャッシュ管理情報３００Ｂ〜３００Ｄはブロック
Ｂ〜Ｄの管理情報である。また、図中ポインタの先がＮ
ｕｌｌとなっているのは、リストの最後を表わしてい
る。

【００１１】次に、本発明のキャッシュメモリのデータ
蓄積方法の一実施例を図５に示すフローチャートを参照
して説明する。図５において、まずホスト装置１００か
ら光磁気ディスク装置１０１にリード命令が発行される
と、ＣＰＵ１０４は要求されたデータがキャッシュバッ
ファ２０１内にあるかどうかをサーチする（Ｓ５０
１）。この場合、キャッシュリストのサーチによってデ
ータの有無が判別され、具体的にはキャッシュリスト先
頭ポインタ３０６の指すキャッシュ管理情報３００の格
納ブロック情報３０４により要求データがあるか否かが
チェックされる。もし、要求データがなければ、そのキ
ャッシュ管理情報３００内のキャッシュリストポインタ
３０２の指す次のキャッシュ管理情報３００で同様のチ
ェックが行われる。そして、このチェック処理は要求デ
ータがみつかるか、あるいはキャッシュリストポインタ
３０２がＮｕｌｌとなるまで繰り返し行われる。このサ
ーチ後に、要求データがあるかどうか、即ちキャッシュ
ヒットしたかどうかを判断し（Ｓ５０２）、ヒットすれ
ば光磁気ディスク１１０からのデータの読み出しは行わ
ず、一致したキャッシュ管理情報３００内のキャッシュ
ブロック情報３０３で示されるキャッシュバッファ２０
１のブロックからホスト装置１００にデータの転送を開
始する（Ｓ５０３）。同時に、そのキャッシュ管理情報
をキャッシュリストから取り出し、空きリストの最後部
につなげる（Ｓ５０４）。この処理は、対応するキャッ
シュ管理情報３００内のキャッシュリストポインタ３０
２、空きリストポインタ３０１を書き換えることで処理
される。

【００１２】一方、キャッシュヒットしなかった場合
は、光磁気ディスク１１０から要求データを読み出すと
共に、そのデータをバッファメモリ１０５のミスヒット
用バッファ２０２へ読み込み、同時にホスト装置１００
にデータの転送を開始する（Ｓ５０５）。ホスト装置１
００にデータの転送を開始すると、次はリード要求デー
タの次のデータブロックの先読み処理を実行する。先読
み処理は以下のように行われる。まず、先読みデータブ
ロックがすでにキャッシュバッファ２０１にあるかキャ
ッシュリストをサーチする（Ｓ５０６）。次いで、この
サーチの結果、先読みデータブロックがキャッシュバッ
ファ２０１にあるかどうかを判断し（Ｓ５０７）、デー
タがあれば光磁気ディスク１１０からの先読みは行わ
ず、該当するキャッシュ管理情報３００をキャッシュリ
ストの最後部につなぎ変えて処理を終了する（Ｓ５１
１）。一方、キャッシュバッファ２０１にデータがなけ
れば、空きリスト先頭ポインタ３０５がキャッシュ管理
情報３００を指しているかどうかをチェックして空きリ
ストにブロックがあるかどうかを判断する（Ｓ５０
８）。空きリストにブロックがあれば、キャッシュリス
トから先頭のキャッシュ管理情報３００を取り出し（Ｓ
５１０）、なければ空きリストの先頭からキャッシュ管
理情報３００を取り出す（Ｓ５０９）。そして、取り出
したキャッシュ管理情報３００内のキャッシュブロック
情報３０３で示されるキャッシュバッファ２０１の位置
に光磁気ディスク１１０から読み出した先読みデータを
格納し、またそのキャッシュ管理情報３００をキャッシ
ュリストの最後部につなげて処理を終了する（Ｓ５１
２）。なお、キャッシュヒットしたデータブロックのキ
ャッシュリストからの取り出しをＳ５０４で行っている
が、これに限ることなく例えばＳ５０４ではキャッシュ
リストから取り出さずに空きリストへのつなぎだけを行
い、このブロックのキャッシュリストからの取り出し
は、Ｓ５１０で空きリストからの取り出し時に行っても
よい。

【００１３】更に、本発明のキャッシュメモリのデータ
蓄積方法を詳細に説明する。図６は光磁気ディスク１１
０の記録面を模式的に示した図で、四角で囲んだそれぞ
れの数値はデータブロックである。また、図７は空きリ
ストとキャッシュリストを示した図で、図７（ａ）は初
期状態でキャッシュデータはなく、全てのブロックは空
きリストにつながっている。ここで、ホスト装置１００
から光磁気ディスク装置１０１にリード命令が図６に示
したデータブロック１，２，３，４の順で別々に４回発
行されたとする。この場合、光磁気ディスク装置１０１
は光磁気ディスク１１０からデータブロック１，１′、
２，２′、３，３′、４，４′の順で読み出し、ホスト
装置１００に対してはデータブロック１，２，３，４の
順でデータを転送する。また、ホスト装置１００に転送
したデータブロック１〜４はキャッシュバッファ２０１
には格納せず、アクセスのあった各データブロック１〜
４の次のデータブロック１′〜４′を先読みした形でキ
ャッシュバッファ２０１にそれぞれ格納する。このとき
のキャッシュリストの状態を図７（ｂ）に示しており、
先読みされたデータブロック１′〜４′が格納されてい
ることがわかる。次に、ホスト装置１００からデータブ
ロック５のリード命令が発行されたとすると光磁気ディ
スク装置１０１では、光磁気ディスク１１０からデータ
ブロック５，５′を読み出し、ホスト装置１００へデー
タブロック５を転送する。このとき、図７（ｂ）に示す
如く空きリストにブロックがないので、図７（ｃ）に示
すようにキャッシュリストの先頭のデータブロック１′
を掃き出し、キャッシュリストの最後に先読みしたデー
タブロック５′をつなげる。更に、ホスト装置１００か
らデータブロック３′のリード命令が発行されると、要
求のあったデータブロック３′はキャッシュバッファ２
０１内に格納されているため、キャッシュヒットしたこ
とになる。従って、このときは光磁気ディスク１１０か
らのデータ読み出しは行わず、キャッシュバッファ２０
１内のデータブロック３′のデータをホスト装置１００
へ転送し、またキャッシュリストから３′を掃き出して
空きリストへ一時つなげる。そして、アクセスのあった
データブロック３′の次のデータブロック３″を光磁気
ディスク１１０から先読みすると共に、これを図７
（ｄ）に示すように空きリストから取り出したブロック
へ格納し、更にこのブロックをキャッシュリストの最後
部につなぎ変える。

【００１４】なお、以上の実施例では、先読みするデー
タはブロック単位で行っているが、このブロックの大き
さは外部記憶装置の物理セクタ／トラック単位、ホスト
装置側でアクセスされる単位、あるいはそれらの単位の
複数個の単位（即ち、複数ブロックを先読みする）など
任意に決定すればよい。また、先読みするブロックをホ
スト装置からリードアクセスのあった次のブロックとし
たが、これに限ることなくアクセスのあったブロックを
含むトラック、またはその前後の領域としてもよい。

【００１５】

【発明の効果】以上説明したように本発明は、ホスト装
置からアクセスのあったデータはキャッシュメモリに格
納せず、先読みしたデータをキャッシュメモリに格納す
る際には、キャッシュヒットしたデータの先読みデータ
を優先して掃き出し、新規に先読みされたデータを格納
することにより、ホスト装置と外部記憶装置のキャッシ
ュメモリのデータの重複を防止でき、両装置のキャッシ
ュメモリを有効に使用することができる。従って、外部
記憶装置側で大容量のキャッシュメモリをもたなくても
ヒット率を上げることができるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のキャッシュメモリのデータ蓄積方法を
実施したホスト装置と光磁気ディスク装置からなる情報
処理システムを示したブロック図である。

【図２】バッファメモリの構成を示した説明図である。

【図３】本発明に用いるキャッシュ管理情報の構成例を
示した説明図である。

【図４】本発明に用いる空きリストとキャッシュリスト
を説明するための図である。

【図５】本発明のキャッシュメモリのデータ蓄積方法の
一実施例を示したフローチャートである。

【図６】光磁気ディスクのデータブロックを示した模式
図である。

【図７】本発明のキャッシュメモリのデータ蓄積方法を
更に詳細に説明するための図である。

【符号の説明】

１００ ホスト装置 １０１ 光磁気ディスク装置 １０４ ＣＰＵ １０５ バッファメモリ １０９ Ｒ／Ｗ部 １１０ 光磁気ディスク

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 情報記録媒体に記録されたデータの一部
   のデータを格納するためのキャッシュメモリに、上位制
   御装置から要求されたデータの近傍のデータを先読みし
   て格納するキャッシュメモリのデータ蓄積方法におい
   て、前記先読みされたデータをキャッシュメモリに格納
   する場合に、要求データがキャッシュメモリ内にあった
   ときの先読みデータを優先して掃き出し、新規に先読み
   されたデータを格納することを特徴とするキャッシュメ
   モリのデータ蓄積方法。