JPH06309233A - ディスク制御装置のデータ転送制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】ディスクキャッシュディレクトリ検索によるオ
ーバーヘッドが低減できるようにする。 【構成】上位装置から要求されたデータ転送のサイズを
“分割サイズ初期値”で分割し（ステップ３２）、最初
の分割サイズ分についてディスクキャッシュディレクト
リ検索を行った後（ステップ３３）、その結果を用いて
最初の分割サイズ分についてＤＭＡ転送のセットアップ
を行い、ＤＭＡ転送を起動する（ステップ３４）。以
降、先行する分割サイズ分のＤＭＡ転送期間中、次の分
割サイズ分についてディレクトリ検索を行い（ステップ
３５）、先行するＤＭＡ転送が完了すると（ステップ３
６）、ステップ３５での検索結果を用いて、対応する分
割サイズ分についてＤＭＡ転送のセットアップを行い、
ＤＭＡ転送を起動する（ステップ３７）といった一連の
動作を、未処理の分割サイズがなくなるまで繰返す。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は、ディスクキャッシュ
を有するディスク制御装置のデータ転送制御方法に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】近年のディスク制御装置には、主記憶と
ディスク装置とのアクセス速度の差を緩衝するために、
ディスク装置の一部のデータの写しが置かれるディスク
キャッシュ（ディスクキャッシュメモリ）と、このディ
スクキャッシュの内容とディスク装置のアドレスとの対
応をとるためのディスクキャッシュディレクトリを有す
るディスクキャッシュ機構が設けられているものがあ
る。

【０００３】ディスクキャッシュは、ある一定サイズ毎
にブロック化して管理されており、したがってディスク
キャッシュディレクトリも、ディスクキャッシュの内容
と磁気ディスク装置とのアドレスの対応を（示すディレ
クトリ情報を）ブロック単位で与えるように構成されて
いる。

【０００４】従来、この種のディスクキャッシュ機構を
備えたディスク制御装置においては、上位装置より発行
されたデータ転送要求に対して、その要求されたデータ
転送のサイズ（データ転送要求サイズ）分について、一
括してディスクキャッシュディレクトリを検索し、その
検索結果を使用してデータ転送要求サイズ分のデータ転
送を１回のＤＭＡ転送で実行していた。

【０００５】この従来のディスク制御装置では、要求さ
れたデータ（目的データ）がディスクキャッシュに存在
するキャッシュヒット時には、同キャッシュから目的デ
ータが取出せるため、低速なディスク装置に対するアク
セスを不要にすることができる。しかも、要求されたデ
ータ転送は、通常、ＤＭＡ転送により行われるため、高
速転送が可能であった。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】上記したように、ディ
スクキャッシュ機構を備えた従来のディスク制御装置に
おいては、上位装置からのデータ転送要求サイズ分につ
いて、一括して、ブロックサイズ毎にディスクキャッシ
ュディレクトリを検索し、その検索結果を使用してデー
タ転送要求サイズ分のデータ転送を１回のＤＭＡ転送で
実行していた。したがって、複数のキャッシュブロック
にまたがるデータ転送となるようなデータ転送要求サイ
ズの場合には、ディスクキャッシュディレクトリ検索も
ブロック数分行われていた。

【０００７】このようにディスクキャッシュ機構を備え
た従来のディスク制御装置では、データ転送要求サイズ
が大きくなるに従い、転送の対象となるキャッシュブロ
ック数が増加するため、ブロックサイズ毎のディスクキ
ャッシュディレクトリ検索回数も増加し、この検索に要
する時間がオーバーヘッドとして無視できなくなってく
るという問題があった。

【０００８】この発明は上記事情を考慮してなされたも
のでその目的は、データ転送要求サイズを分割し、ディ
スクキャッシュディレクトリ検索とＤＭＡ転送を、分割
サイズ毎に実行し、ある分割サイズのデータのＤＭＡ転
送期間中に、次の分割サイズのデータ転送分のディスク
キャッシュディレクトリ検索を並行して実行することに
より、ディスクキャッシュディレクトリ検索によるオー
バーヘッドを低減できるディスク制御装置のデータ転送
制御方法を提供することにある。

【０００９】

【課題を解決するための手段】この発明の第１の構成
は、ディスクキャッシュを有するディスク制御装置のデ
ータ転送制御方法において、上位装置から要求されたデ
ータ転送のサイズ（データ転送要求サイズ）が予め設定
された分割サイズを超えている場合、要求されたデータ
転送の先頭アドレスから、上記分割サイズ分についての
みディスクキャッシュディレクトリを検索して、その検
索結果を使用して分割サイズ分のＤＭＡ転送を起動し、
以後、ＤＭＡ転送の実行期間に、要求されたデータ転送
の後続アドレスから、上記分割サイズ分のディスクキャ
ッシュディレクトリの検索を実行し、その検索結果を使
用して分割サイズ分のＤＭＡ転送を起動する動作を繰返
すことを特徴とするものである。

【００１０】また、この発明の第２の構成は、ＤＭＡ転
送の実行期間におけるディスクキャッシュディレクトリ
検索の対象とする分割サイズを、分割された２番目以降
のデータのＤＭＡ転送に対する分割サイズについては、
上記第１の構成とは異なって固定とせずに、その直前の
分割されたデータのＤＭＡ転送の間に可能な限りディス
クキャッシュディレクトリ検索を実行して、実際に検索
できたサイズとするようにしたことを特徴とする。

【００１１】

【作用】上記第１の構成において、１番目の分割サイズ
分については、そのディスクキャッシュディレクトリ検
索に要する時間がオーバーヘッドとなるものの、２番目
以降の任意のｉ番目（ｉは２以上の整数）の分割サイズ
分については、そのディレクトリ検索が、ｉ−１番目の
ＤＭＡ転送と並行して行われるため、上位装置からはオ
ーバーヘッドとしてみえない。このように、第１の構成
では、１分割サイズ分のディレクトリ検索時間しかオー
バーヘッドとして現れないため、データ転送要求サイズ
が予め設定された分割サイズより十分大きい場合には、
従来に比べて上位装置へのアクセス時間が短縮される。
なお、第１の構成では、従来１回の転送で行っていたも
のを複数回に分割して行うため、ＤＭＡ転送のセットア
ップ回数が分割数だけ増え、ＤＭＡ転送のセットアップ
に要する時間も増加する。しかし、このセットアップに
要する時間よりディレクトリを検索する時間の方が一般
に長いため、全体としてアクセス時間が短縮できる。

【００１２】次に上記第２の構成では、ｉ番目の分割サ
イズ（ｉ番目のデータ転送サイズ）を固定とせずに、ｉ
−１番目のＤＭＡ転送の処理時間に応じて動的に変更す
る、即ちｉ−１番目のＤＭＡ転送が完了するまで、ｉ番
目のディスクキャッシュディレクトリ検索を可能な限り
実行し、実際に実行できたサイズを分割サイズとしてい
る。一般にＤＭＡ転送よりディスクキャッシュディレク
トリ検索の方が高速のため、ｉ−１番目の分割サイズよ
り次のｉ番目の分割サイズの方が大きくなる。このこと
から、分割サイズを動的に変更すると共に、ｉ−１番目
のＤＭＡ転送とｉ番目の分割サイズのディレクトリ検索
とを並行して行うことにより、分割数を少なくしてＤＭ
Ａ転送のセットアップに要する時間を短縮でき、アクセ
ス時間を一層短縮できる。

【００１３】

【実施例】図１はこの発明を適用する磁気ディスク制御
装置の一実施例を示すブロック構成図である。同図にお
いて、１０は磁気ディスク制御装置である。磁気ディス
ク制御装置１０は、チャネル装置などの上位装置２０と
磁気ディスク装置３０に接続されており、上位装置２０
からの入出力要求（データ転送要求）の処理を実行す
る。

【００１４】磁気ディスク制御装置１０は、上位装置２
０からの要求に従う各種処理を制御するマイクロプロセ
ッサ１１と、このマイクロプロセッサ１１の処理とは独
立してＤＭＡ転送を実行するＤＭＡ制御回路１２とを有
している。

【００１５】磁気ディスク制御装置１０はまた、磁気デ
ィスク装置３０の内容の一部分を一定のブロックサイズ
単位で記憶するためのディスクキャッシュ（ディスクキ
ャッシュメモリ）１３と、ディスクキャッシュ１３に記
憶されている内容と磁気ディスク装置３０のアドレスと
の対応を（示すディレクトリ情報を）、キャッシュブロ
ック単位で記憶するためのディスクキャッシュディレク
トリ（ディレクトリメモリ）１４とを有している。この
ディスクキャッシュディレクトリ１４は、上位装置２０
からの要求に対応するデータが、ディスクキャッシュ１
３のいずれのキャッシュブロック内に存在するかを、マ
イクロプロセッサ１１が調べるキャッシュディレクトリ
検索に用いられる。もし、上位装置２０からの要求に対
応するデータが、ディスクキャッシュ１３のいずれかの
キャッシュブロック内に存在する場合には、そのブロッ
クからデータを取り出すことにより（磁気ディスク装置
３０のアクセスが不要となるため）、アクセス時間の短
縮が図れる。

【００１６】ディスクキャッシュディレクトリ１４に
は、分割サイズの初期値（分割サイズ初期値）を記憶す
るための領域（以下、分割サイズ記憶領域と称する）１
５が確保されている。この分割サイズ初期値は、磁気デ
ィスク制御装置１０から要求されたデータ転送のサイズ
を分割して（ディスクキャッシュディレクトリ１４の）
ディレクトリ検索と（上位装置２０との）データ転送を
実行するための、その分割の単位なるサイズを示すもの
で、例えばキャッシュブロックサイズの整数倍の値に設
定される。なお、分割サイズ記憶領域１５は、ディスク
キャッシュディレクトリ１４とは無関係のメモリ領域に
確保されていても構わない。

【００１７】磁気ディスク制御装置１０は更に、上位装
置２０とのインタフェースをとる上位装置インタフェー
ス回路１６と、磁気ディスク装置３０とのインタフェー
スをとる磁気ディスク装置インタフェース回路１７とを
有している。

【００１８】次に、図１中のディスクキャッシュ１３の
原理を、セットアソシアティブ方式を例に、図２を参照
して説明する。 （α）まず、ディスクキャッシュ１３および磁気ディス
ク装置３０の記憶領域を、管理上、それぞれ一定のブロ
ックサイズ単位に分割する。図２中の、“Ａ”，
“Ｂ”，“Ｃ”は、この分割された１ブロックのデータ
を示す。

【００１９】（β）また、これらのブロックを複数集め
てブロック群（以下、カラムと称する）を形成する。 （γ）或るカラムに含まれる磁気ディスク装置３０内の
ブロックのデータは、同一カラムのディスクキャッシュ
１３のブロックに記憶する。図２中のディスクキャッシ
ュ１３上の例えばブロックデータ“Ａ”と磁気ディスク
装置３０上のブロックデータ“Ａ”は同一データであ
り、同一カラムである。

【００２０】（δ）同一カラム内では、ディスクキャッ
シュ１３上のブロック数は磁気ディスク装置３０上のブ
ロック数より著しく少ない。このため、ディスクキャッ
シュ１３にエントリされているブロックと磁気ディスク
装置３０上のブロックとの対応表が必要となる。この対
応を示すものが、ディスクキャッシュディレクトリ１４
である。図２中のディスクキャッシュディレクトリ１４
上の“ａ”，“ｂ”，“ｃ”は、それぞれ対応するディ
スクキャッシュ１３のキャッシュブロックにエントリさ
れている磁気ディスク装置３０のアドレスを示す。

【００２１】以上の規則に従い、磁気ディスク装置３０
上の一部分のデータ（の写し）が、ディスクキャッシュ
１３に記憶される。次に、上記構成のディスクキャッシ
ュ１３およびディスクキャッシュディレクトリ１４を備
えた磁気ディスク制御装置１０の基本動作を説明する。

【００２２】まず、上位装置２０から磁気ディスク制御
装置１０に対して、磁気ディスク装置３０から上位装置
２０へのデータ転送要求（ディスクリード要求）が発行
されたものとする。このデータ転送要求は、磁気ディス
ク装置３０のデータ転送先頭アドレス（リード先頭アド
レス）と、データ転送のサイズ（データ転送要求サイ
ズ）を含んでおり、上位装置インタフェース回路１６を
介してマイクロプロセッサ１１に与えられる。

【００２３】マイクロプロセッサ１１は、上位装置２０
からのデータ転送要求の先頭アドレスから対応するカラ
ム（カラムアドレス）を算出し、そのカラムに対応する
ディスクキャッシュディレクトリ１４内のブロックを全
て検索し、磁気ディスクアドレスが一致するブロックが
存在するか否かを調べる。

【００２４】もし、一致するディレクトリ１４内ブロッ
クがある場合には、マイクロプロセッサ１１は、ディレ
クトリ検索結果を使用してＤＭＡ制御回路１２に対して
ＤＭＡ転送のセットアップを行い、ＤＭＡ転送を起動す
る。するとＤＭＡ制御回路１２は、ディスクキャッシュ
１３上の対応するブロックからデータを取り出し、その
ブロック中の要求されたデータ部分を上位装置２０へＤ
ＭＡ転送する。

【００２５】これに対し、一致するブロックがない場合
には、マイクロプロセッサ１１は、そのブロックのデー
タをリードするために磁気ディスク装置インタフェース
回路１７を介して磁気ディスク装置３０を起動すると共
に、ディレクトリ検索結果を使用してＤＭＡ制御回路１
２に対してＤＭＡ転送のセットアップを行い、ＤＭＡ転
送を起動する。するとＤＭＡ制御回路１２は、セットア
ップ内容に従い、磁気ディスク装置３０からリードされ
て磁気ディスク装置インタフェース回路１７を介して転
送される上記ブロックのデータを、マイクロプロセッサ
１１により算出されたディスクキャッシュ１３のカラム
内のブロックに記憶すると共に、そのブロック中の要求
されたデータ部分を上位装置２０へＤＭＡ転送する。一
方、ディスクキャッシュディレクトリ１４の対応ブロッ
クには、磁気ディスク装置３０からリードされたブロッ
クデータの磁気ディスクアドレス（ディレクトリ情報）
がマイクロプロセッサ１１により登録される。

【００２６】ところが、データ転送要求サイズが、１つ
のキャッシュブロックサイズを超えている場合には、次
のカラムについても、同様にディスクキャッシュディレ
クトリ１４の検索が必要となる。したがって、上位装置
２０より要求されたデータ転送のサイズ（データ転送要
求サイズ）がキャッシュブロックサイズより大きい場合
には、複数カラムの検索が必要となり、この検索に要す
る時間も比例して長くなる。

【００２７】以下、データ転送要求サイズがキャッシュ
ブロックサイズを超えている場合の、本実施例特有の分
割ディレクトリ検索方式を適用した磁気ディスク制御装
置１０におけるデータ転送制御動作を、従来方式（一括
ディレクトリ検索方式）によるデータ転送制御と対比し
て、図３並びに図４のフローチャート、および図５のタ
イミングチャートを参照して説明する。なお、説明の便
宜上、要求されたデータは全てディスクキャッシュ１３
に記憶されているものとする。

【００２８】（１）従来の一括ディレクトリ検索方式に
よるデータ転送制御 今、磁気ディスク制御装置１０より発行されたデータ転
送要求の示すサイズＬが、Ｌ1 ＋Ｌ2 ＋Ｌ3 （但し、Ｌ
1 ，Ｌ2 ，Ｌ3 は分割サイズ記憶領域１５に記憶されて
いる分割サイズに一致するものとする）であり、キャッ
シュブロックサイズを超えているものとする。

【００２９】この場合、従来方式であれば、マイクロプ
ロセッサ１１は、図５（ｃ）に示すように、データ転送
要求サイズＬ（＝Ｌ1 ＋Ｌ2 ＋Ｌ3 ）分だけ一括してデ
ィスクキャッシュディレクトリ１４の検索を実行し、全
キャッシュブロックについての検索が完了した後に、Ｄ
ＭＡ制御回路１２を起動してデータ転送要求サイズＬ
（＝Ｌ1 ＋Ｌ2 ＋Ｌ3 ）分のＤＭＡ転送を実行させる。
ここで、データ転送要求サイズＬ（＝Ｌ1 ＋Ｌ2 ＋Ｌ3
）分の一括ディレクトリ検索時間は、各サイズＬ1 ，
Ｌ2 ，Ｌ3 についてのディレクトリ検索時間をＴd1，Ｔ
d2，Ｔd3とすると、Ｔd1＋Ｔd2＋Ｔd3となる。

【００３０】したがって、従来方式では、図５（ｃ）に
示すように、データ転送要求サイズＬ（＝Ｌ1 ＋Ｌ2 ＋
Ｌ3 ）分のディレクトリ検索時間Ｔd1＋Ｔd2＋Ｔd3と、
一括ディレクトリ検索に続くＤＭＡ転送のための１回の
セットアップＳに要する時間Ｔs の経過後、データ転送
要求サイズＬ（＝Ｌ1 ＋Ｌ2 ＋Ｌ3 ）分のＤＭＡ転送が
行われる。このＤＭＡ転送に要する時間は、各サイズＬ
1 ，Ｌ2 ，Ｌ3 についてのＤＭＡ転送時間をＴt1，Ｔt
2，Ｔt3とすると、Ｔt1＋Ｔt2＋Ｔt3となる。

【００３１】なお、複数のキャッシュブロックを対象と
する一括ディレクトリ検索の過程で、一致するブロック
がないキャッシュミスヒットが発生した場合には、マイ
クロプロセッサ１１は、例えば一括ディレクトリ検索終
了後にＤＭＡ制御回路１２に対するＤＭＡ転送のセット
アップを行う際に、該当するブロックのデータを磁気デ
ィスク装置３０からリードするために、同ディスク装置
３０を起動する。この場合、ＤＭＡ制御回路１２は、ヒ
ットしたブロックについては、そのブロックのデータを
ディスクキャッシュ１３から取出して上位装置２０へＤ
ＭＡ転送する。またＤＭＡ制御回路１２は、ミスヒット
したブロックについては、そのブロックのデータが磁気
ディスク装置３０からリードされて転送されるのを待
ち、同ブロックデータが転送されると、同ブロックデー
タをディスクキャッシュ１３に記憶すると共に上位装置
２０へＤＭＡ転送する。

【００３２】（２）本実施例の分割ディレクトリ検索方
式（分割サイズ固定）によるデータ転送制御 次に、データ転送要求サイズＬが上記と同じＬ1 ＋Ｌ2
＋Ｌ3 の場合における、本実施例特有の分割ディレクト
リ検索方式（分割サイズ固定）を適用したデータ転送制
御について説明する。

【００３３】まず、マイクロプロセッサ１１は、データ
転送要求サイズＬが、本実施例のように分割サイズ記憶
領域１５に記憶されている“分割サイズ初期値”を超え
ている場合（図３ステップ３１）、この“分割サイズ初
期値”でデータ転送要求サイズＬを先頭から順に分割す
る（図３ステップ３２）。ここでは、データ転送要求サ
イズＬはＬ1 ，Ｌ2 ，Ｌ3 の３つに分割される。本実施
例では、最後のＬ3 も“分割サイズ初期値”に一致する
としたが、それより小さくても構わない。

【００３４】次にマイクロプロセッサ１１は、上位装置
２０により要求されたデータ転送の先頭アドレスに対応
するブロックから順に、図５（ａ）に示すように、最初
の分割サイズＬ1 分にのみについて、ディスクキャッシ
ュディレクトリ１４を検索する（図３ステップ３３）。
この検索に要する時間はＴd1である。

【００３５】次にマイクロプロセッサ１１は、最初の分
割サイズＬ1 分のキャッシュディレクトリ検索が完了す
ると、その検索結果を使用して、ＤＭＡ制御回路１２に
対して図５（ａ）に示すように時間Ｔs でＤＭＡ転送の
セットアップＳを行い、ＤＭＡ制御回路１２による分割
サイズＬ1 分のＤＭＡ転送を起動する（図３ステップ３
４）。

【００３６】これにより、最初の分割サイズＬ1 分のＤ
ＭＡ転送が、図５（ａ）に示すように、このＬ1 分のデ
ィレクトリ検索時間Ｔd1と、それに続くＤＭＡ転送のた
めの１回のセットアップＳに要する時間Ｔs の経過後に
行われる。このＬ1 分のＤＭＡ転送に要する時間はＴt1
となる。

【００３７】さてマイクロプロセッサ１１は、最初の分
割サイズＬ1 分のＤＭＡ転送を起動すると、そのＤＭＡ
転送の実行と並行して、図５（ａ）に示すように、次の
分割サイズＬ2 分のキャッシュディレクトリ検索、即ち
分割サイズＬ2 に含まれている全キャッシュブロックに
ついてのディスクキャッシュディレクトリ検索を行う
（図３ステップ３５）。

【００３８】マイクロプロセッサ１１は、分割サイズＬ
2 分のキャッシュディレクトリ検索を完了すると、（こ
のディレクトリ検索より時間を要する）先行する分割サ
イズＬ1 分のＤＭＡ転送の完了を待つ（図３ステップ３
６）。そしてマイクロプロセッサ１１は、分割サイズＬ
1 分のＤＭＡ転送が完了すると、分割サイズＬ2 分のデ
ィレクトリ検索結果を使用して、ＤＭＡ制御回路１２に
対して図５（ａ）に示すように時間Ｔs でＤＭＡ転送の
セットアップＳを行い、ＤＭＡ制御回路１２による分割
サイズＬ2 分のＤＭＡ転送を起動する（図３ステップ３
７）。

【００３９】マイクロプロセッサ１１はＤＡＭ転送を起
動すると、次の分割サイズがあるか否かを調べる（図３
ステップ３８）。この例のように次の分割サイズＬ3 が
ある場合には、マイクロプロセッサ１１は、ステップ３
５に戻り、先行する分割サイズＬ2 分のＤＭＡ転送の実
行と並行して、図５（ａ）に示すように、この分割サイ
ズＬ3 分のキャッシュディレクトリ検索を行う。

【００４０】以上のように、分割サイズ固定の分割ディ
レクトリ検索方式によるデータ転送制御では、２番目以
降の分割サイズ分（ここではＬ2 ，Ｌ3 ）のキャッシュ
ディレクトリ検索は、先行する分割サイズ分（ここでは
Ｌ1 ，Ｌ2 ）のＤＭＡ転送と並行して実行される。ここ
で、分割サイズＬ2 ，Ｌ3 分のディレクトリ検索に要す
る時間Ｔd2，Ｔd3は、先行する分割サイズＬ1 ，Ｌ2 の
ＤＭＡ転送に要する時間Ｔt1，Ｔt2より十分短いため、
上位装置２０からみたキャッシュディレクトリ検索によ
るオーバーヘッドは、最初の分割サイズＬ1 分（時間Ｔ
d1）のみとなる。

【００４１】但し、この分割サイズ固定の分割ディレク
トリ検索方式では、分割サイズ毎にＤＭＡ転送をセット
アップする必要があるために、従来方式に比べて（分割
数−１）回だけＤＭＡ転送のセットアップ回数が増加
し、その分のオーバーヘッドは増加する。しかし、一般
にキャッシュディレクトリ検索時間はＤＭＡ転送セット
アップ時間より十分短いため、全体としてアクセス時間
は短縮される。

【００４２】さて、この分割サイズ固定の分割ディレク
トリ検索方式では、分割サイズ（分割サイズ初期値）を
大きくすると、分割数が少なくなるため、ＤＭＡ転送の
総セットアップ時間を短くできるが、最初の分割サイズ
分のディレクトリ検索時間が長くなる。逆に、分割サイ
ズ（分割サイズ初期値）を小さくすると、最初の分割サ
イズ分のディレクトリ検索時間を短くできるが、分割数
が多くなるため、ＤＭＡ転送の総セットアップ時間が長
くなる。したがって、１つのキャッシュブロックのディ
レクトリ検索に要する時間と、１回のＤＭＡ転送のセッ
トアップに要する時間と、標準的なデータ転送要求サイ
ズとに応じて、最適な分割サイズ（分割サイズ初期値）
を設定することにより、本方式による効果を一層顕著な
ものとすることができる。

【００４３】なお、ミスヒットとなったキャッシュブロ
ックが存在する場合には、同ブロックのデータを磁気デ
ィスク装置３０からリードするディスクアクセスが発生
し、このディスクアクセスに要する時間がオーバーヘッ
ドとなるため、従来方式に比較して顕著な効果は現れな
くなる。

【００４４】（３）本実施例の分割ディレクトリ検索方
式（分割サイズ動的可変）によるデータ転送制御 上記（２）の分割ディレクトリ検索方式は、分割サイズ
を固定とし、上位装置２０からのデータ転送要求サイズ
Ｌを“分割サイズ初期値”で分割して、その分割された
サイズ毎に、キャッシュディレクトリ検索を行い、２番
目以降の分割サイズのキャッシュディレクトリ検索を、
先行する分割サイズのＤＭＡ転送と並行して実行するよ
うにしていた。しかし、一般にキャッシュディレクトリ
検索は、ＤＭＡ転送より高速であるため、上記（２）の
実施例方式のように分割サイズを固定すると、ディレク
トリ検索の方が先に完了し、図３ステップ３６のよう
に、ＤＭＡ転送が完了するまでの待ち時間が発生する。

【００４５】そこで、この待ち時間を有効にするため
に、２番目以降のディレクトリ検索での分割サイズを固
定（分割サイズ初期値）とせずに、ＤＭＡ転送が完了す
るまでは、可能な限りディレクトリ検索を実行するよう
にしても構わない。この方式では、ディレクトリ検索を
実行できたサイズを分割サイズとして、次のＤＭＡ転送
のデータ転送サイズとすることから、分割サイズ動的可
変の分割ディレクトリ検索方式と呼ぶ。

【００４６】以下、分割サイズ動的可変の分割ディレク
トリ検索方式を適用したデータ転送制御について、デー
タ転送要求サイズＬが上記と同じＬ1 ＋Ｌ2 ＋Ｌ3 であ
るものとして説明する。

【００４７】まずマイクロプロセッサ１１は、データ転
送要求サイズＬが“分割サイズ初期値”を超えている場
合（図４ステップ４１）、この“分割サイズ初期値”で
データ転送要求サイズＬを先頭から順に分割する（図４
ステップ４２）。ここでは、データ転送要求サイズＬは
Ｌ1 ，Ｌ2 ，Ｌ3 の３つに分割される。

【００４８】次にマイクロプロセッサ１１は、最初の分
割サイズＬ1 分にのみについて、図５（ｂ）に示すよう
に、ディスクキャッシュディレクトリ１４を検索する
（図４ステップ４３）。そして、最初の分割サイズＬ1
分のキャッシュディレクトリ検索（１番目のディレクト
リ検索）が完了すると、マイクロプロセッサ１１は、こ
の検索結果を使用して、ＤＭＡ制御回路１２に対して図
５（ｂ）に示すようにＤＭＡ転送（１番目のＤＭＡ転
送）のセットアップＳを行い、ＤＭＡ制御回路１２によ
る分割サイズＬ1 分のＤＭＡ転送を起動する（図４ステ
ップ４４）。これにより、図５（ｂ）に示すように、最
初の分割サイズＬ1 分のＤＭＡ転送が行われる。

【００４９】マイクロプロセッサ１１は、最初の分割サ
イズＬ1 分のＤＭＡ転送を起動すると、そのＤＭＡ転送
の実行と並行して、図５（ｂ）に示すように、次の分割
サイズＬ2 分のキャッシュディレクトリ検索を行う（図
４ステップ４５）。

【００５０】ここまでの動作は、前記（２）の分割サイ
ズ固定の分割ディレクトリ検索方式と同様である（図３
参照）。さてマイクロプロセッサ１１は、分割サイズＬ
2 分のキャッシュディレクトリ検索を完了すると、ステ
ップ４４で起動したＤＭＡ転送が完了したか否かを調べ
る（図４ステップ４６）。キャッシュディレクトリ検索
は、ＤＭＡ転送より高速であるため、Ｌ1 分のＤＭＡ転
送と同時に開始されたＬ1 分のキャッシュディレクトリ
検索は、ＤＭＡ転送より先に完了する。

【００５１】マイクロプロセッサ１１は、この例のよう
に、キャッシュディレクトリ検索が完了しても先行する
ＤＭＡ転送（ここではＬ1 分のＤＭＡ転送）が未完了の
場合には、次の分割サイズがあるならば（図５ステップ
４９）、前記（２）の方式のようにＤＭＡ転送完了を待
つのではなく、ステップ４５に戻って、図５（ｂ）に示
すように、次の分割サイズＬ3 分のキャッシュディレク
トリ検索を先のＬ2 に続いて行う。この検索は、その途
中でＤＭＡ転送が完了しても、最後まで行われるものと
する。なお。次の分割サイズがない場合には、ＤＭＡ転
送完了を待つ。

【００５２】マイクロプロセッサ１１は、分割サイズＬ
3 分のキャッシュディレクトリ検索を完了すると、先行
するＤＭＡ転送が完了しているか否かを調べる（ステッ
プＳ４６）。もし、図５（ｂ）に示すように、（分割サ
イズＬ2 に続く）分割サイズＬ3 分のキャッシュディレ
クトリ検索が完了した際に、先行するＤＭＡ転送が完了
しているならば、一連のディレクトリ検索を停止する。
この場合、マイクロプロセッサ１１は、先行するＤＭＡ
転送（ここではＬ1 分のＤＭＡ転送）の期間中に、可能
な限り“分割サイズ初期値”で分割されたサイズ毎のデ
ィレクトリ検索を繰返すことにより、“分割サイズ初期
値”を超える分割サイズ（ここではＬ2＋Ｌ3 ）でディ
レクトリ検索（２番目のディレクトリ検索）を行ったこ
とになる。

【００５３】マイクロプロセッサ１１は、先行するＤＭ
Ａ転送（Ｌ1 分のＤＭＡ転送）の完了を検出すると、以
下に述べるＤＭＡ転送のセットアップを行ってＤＭＡ転
送を起動する。即ちマイクロプロセッサ１１は、ＤＭＡ
転送（ここでは１番目のＤＭＡ転送）期間中に可能な限
り実行したディレクトリ検索（２番目のディレクトリ検
索）についての全分割サイズＬ2 ，Ｌ3 の総和Ｌ2 ＋Ｌ
3 を１つの分割サイズ（１回分のデータ転送サイズ）と
して、その分割サイズＬ2 ＋Ｌ3 分についてＤＭＡ制御
回路１２に対して図５（ｂ）に示すようにＤＭＡ転送の
セットアップＳを行い、ＤＭＡ制御回路１２によるサイ
ズＬ2 ＋Ｌ3 分のＤＭＡ転送（２番目のＤＭＡ転送）を
起動する（図４ステップ４７）。

【００５４】マイクロプロセッサ１１は、ＤＭＡ転送を
起動すると、残りの分割サイズがあるか否かを調べる
（図４ステップ４８）。この例のように残りの分割サイ
ズがない場合には、マイクロプロセッサ１１は、上位装
置２０から要求されたデータ転送の制御を終了する。な
お、残りの分割サイズがある場合には、マイクロプロセ
ッサ１１は、先行する分割サイズＬ2 ＋Ｌ3 分のＤＭＡ
転送の期間に、“分割サイズ初期値”で分割された分割
サイズ毎のキャッシュディレクトリ検索を可能な限り繰
返す。

【００５５】以上のように、（３）の分割サイズ動的可
変の分割ディレクトリ検索方式によるデータ転送制御で
は、ＤＭＡ転送の期間中に、後続のキャッシュディレク
トリ検索を可能な限り実行し、実行できたサイズを分割
サイズとして、次のＤＭＡ転送の対象としている。この
ため、上記（２）の分割サイズ固定の分割ディレクトリ
検索方式では存在していたキャッシュディレクトリ検索
の待ち時間を解消でき、しかも分割数を減らしたことに
より、（２）の方式の特徴（キャッシュディレクトリ検
索とＤＭＡ転送の並行処理）を維持したまま、ＤＭＡ転
送のセットアップに要するオーバーヘッドを（２）の方
式に比べて減少することができる。

【００５６】また上記（２）の方式では、上位装置２０
から要求されたデータ転送サイズ（データ転送要求サイ
ズ）に対する分割サイズの割合が小さくなると、分割数
が増加し、ＤＭＡ転送のセットアップに要するオーバー
ヘッドが次第に無視できなくなってくる（但し、従来方
式におけるキャッシュディレクトリ検索に要するオーバ
ーヘッドよりは少ない）。しかし、この（３）の方式で
は、データ転送要求サイズが大きくなるに従い、分割サ
イズ（１回分のデータ転送サイズ）もディレクトリ検索
とＤＭＡ転送の実行時間差を利用して増加していく他、
分割数も減少する。従って、この（３）の方式によれ
ば、“分割サイズ初期値”を小さくした場合にもＤＭＡ
転送のセットアップのオーバーヘッドは少なく、“分割
サイズ初期値”を小さくすることで最初の分割サイズの
検索に要するオーバーヘッドも削減可能である。

【００５７】なお、上記（３）の方式では、ＤＭＡ転送
期間において、キャッシュディレクトリ１４の検索を、
“分割サイズ初期値”で分割される分割サイズ毎に可能
な限り実行するものとして説明したが、ブロック単位で
可能な限り実行するようにしても構わない。いずれの場
合にも、実際に実行できたサイズを１つの分割サイズ
（１回分のデータ転送サイズ）とする点は同じである。

【００５８】以上は、この発明を磁気ディスク制御装置
におけるデータ転送制御に適用した場合について説明し
たが、光磁気ディスク制御装置など、他のディスク制御
装置にも同様に適用可能である。

【００５９】

【発明の効果】以上詳述したようにこの発明によれば、
上位装置から要求されたデータ転送のサイズ（データ転
送要求サイズ）が予め設定された分割サイズを超えてい
る場合、要求されたデータ転送の先頭アドレスから、上
記分割サイズ分についてのみキャッシュディレクトリ検
索を実行し、その検索結果を使用して分割サイズ分のＤ
ＭＡ転送を起動し、以後、ＤＭＡ転送の実行期間に、要
求されたデータ転送の後続アドレスから、上記分割サイ
ズ分のキャッシュディレクトリ検索を実行し、その検索
結果を使用して分割サイズ分のＤＭＡ転送を起動する動
作を繰返す構成を適用することにより、上位装置からの
データ転送要求に対し、キャッシュディレクトリ検索に
要するオーバーヘッドは、１番目の分割サイズ分の検索
に要する時間となり、以降の任意のｉ番目（ｉは２以上
の整数）の分割サイズ分の検索は、ｉ−１番目のＤＭＡ
転送中に並行して実行されるために、上位装置からはオ
ーバーヘッドとしてみえないようにすることができる。

【００６０】したがって、データ転送要求サイズが上記
予め設定された分割サイズより十分に大きい場合には、
１分割サイズ分の検索時間しかオーバーヘッドとして現
れないため、上位装置へのアクセス時間を短縮すること
ができる。但し、この方式では、従来１回の転送で行っ
ていたものを複数回に分割して行うため、ＤＭＡ転送の
セットアップ回数が分割数だけ増え、ＤＭＡ転送のセッ
トアップに要する時間も増加する。しかし、このセット
アップに要する時間よりディレクトリを検索する時間の
方が一般に長いため、全体としてアクセス時間が短縮で
きる。

【００６１】また、この発明によれば、ｉ番目（ｉは２
以上の整数）以降のディレクトリ検索の対象となる分割
サイズを固定とせず、ｉ−１番目のＤＭＡ転送が完了す
るまではｉ番目のディレクトリ検索を可能な限り実行
し、実行できたサイズを分割サイズ（ｉ番目のＤＭＡ転
送のサイズ）とする構成を適用することにより、次の効
果を得ることができる。即ち、一般にＤＭＡ転送よりデ
ィレクトリ検索の方が高速のため、この構成を適用する
と、ｉ−１番目の分割サイズより次のｉ番目の分割サイ
ズの方が大きくなって、分割数を減少でき、ｉ−１番目
のＤＭＡ転送とｉ番目の分割サイズのディレクトリ検索
とを並行して行うことにより、キャッシュディレクトリ
検索に要するオーバーヘッドを、１番目の分割サイズ分
の検索に要する時間としながら、ＤＭＡ転送のセットア
ップに要する時間を短縮して、アクセス時間を一層短縮
することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明を適用する磁気ディスク制御装置の一
実施例を示すブロック構成図。

【図２】図１中のディスクキャッシュ１３の原理を説明
するための図。

【図３】同実施例における分割サイズ固定の分割ディレ
クトリ検索方式によるデータ転送制御を説明するための
フローチャート。

【図４】同実施例における分割サイズ動的可変の分割デ
ィレクトリ検索方式によるデータ転送制御を説明するた
めのフローチャート。

【図５】図３および図４のフローチャートに従うデータ
転送制御を、従来方式によるデータ転送制御と対比して
説明するためのタイミングチャート。

【符号の説明】

１０…磁気ディスク制御装置、１１…マイクロプロセッ
サ、１２…ＤＭＡ制御回路、１３…ディスクキャッシ
ュ、１４…ディスクキャッシュディレクトリ、１５…分
割サイズ記憶領域、２０…上位装置、３０…磁気ディス
ク装置。

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ディスク装置の一部のデータの写しがブ
   ロック単位で置かれるディスクキャッシュと、このディ
   スクキャッシュの内容とディスク装置のアドレスとの対
   応を前記ブロック単位でとるためのディスクキャッシュ
   ディレクトリと、上位装置からのデータ転送要求により
   前記上位装置と前記ディスクキャッシュとの間でのＤＭ
   Ａ転送を実行するＤＭＡ制御手段とを備えたディスク制
   御装置のデータ転送制御方法において、 前記上位装置から要求されたデータ転送のサイズが予め
   設定された分割サイズを超えている場合、前記要求され
   たデータ転送の先頭アドレスから、前記分割サイズ分に
   ついてのみ前記ディスクキャッシュディレクトリを検索
   して、その検索結果を使用して前記ＤＭＡ制御手段によ
   る分割サイズ分のＤＭＡ転送を起動し、 以後、ＤＭＡ転送の実行期間に、前記要求されたデータ
   転送の後続アドレスから、前記分割サイズ分の前記ディ
   スクキャッシュディレクトリの検索を実行し、その検索
   結果を使用して前記ＤＭＡ制御手段による分割サイズ分
   のＤＭＡ転送を起動する動作を繰返すことを特徴とする
   ディスク制御装置のデータ転送制御方法。
2. 【請求項２】 ディスク装置の一部のデータの写しがブ
   ロック単位で置かれるディスクキャッシュと、このディ
   スクキャッシュの内容とディスク装置のアドレスとの対
   応を前記ブロック単位でとるためのディスクキャッシュ
   ディレクトリと、上位装置からのデータ転送要求により
   前記上位装置と前記ディスクキャッシュとの間でのＤＭ
   Ａ転送を実行するＤＭＡ制御手段とを備えたディスク制
   御装置のデータ転送制御方法において、 前記上位装置から要求されたデータ転送のサイズが予め
   設定された第１の分割サイズを超えている場合、前記要
   求されたデータ転送の先頭アドレスから、前記第１の分
   割サイズ分についてのみ前記ディスクキャッシュディレ
   クトリを検索して、その検索結果を使用して前記ＤＭＡ
   制御手段による前記第１の分割サイズ分のＤＭＡ転送を
   起動し、 以後、ＤＭＡ転送の実行期間に、前記要求されたデータ
   転送の後続アドレスから、前記第１の分割サイズとは無
   関係に前記ディスクキャッシュディレクトリの検索を実
   行し、検索できたサイズを第２の分割サイズとして、そ
   の検索結果を使用して同第２の分割サイズ分のＤＭＡ転
   送を起動する動作を繰返すことを特徴とするディスク制
   御装置のデータ転送制御方法。