JPH07110788A

JPH07110788A - ディスクキャッシュ装置

Info

Publication number: JPH07110788A
Application number: JP5256216A
Authority: JP
Inventors: Keiichi Yorimitsu; 圭一依光; Sawao Iwatani; 沢男岩谷
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1993-10-14
Filing date: 1993-10-14
Publication date: 1995-04-25
Anticipated expiration: 2016-07-16
Also published as: US5734859A; US5835940A; JP3188071B2

Abstract

(57)【要約】【目的】ユーザの運用形態とディスクアレイに適合して
最適化されたディスクキャッシュ動作を提供する。【構成】２組のコントローラに各々キャッシュ機構を設
け、各系統に同一データを格納する信頼性重視モード、
各系統ごとに独立にデータを格納する性能重視モード、
両者を折衷した平均モードのいずれかで動作可能とす
る。ＲＡＩＤ０，１，３，５て動作するディスクアレイ
を対象としたキャッシュ処理を効率的に行なう。ＲＡＩ
Ｄ５の動作でもディスクリードを必要とせずにパリティ
を計算できるＲＡＩＤ３的なアクセスを可能とするよう
にキャッシャブロック上に有効データを準備する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ホストコンピュータか
らの指示により磁気ディスクサブシステムのリードとラ
イトを行うキャッシュメモリを備えたディスクキャッシ
ュ装置に関し、更に、磁気ディスクサブシステムにディ
スクアレイを用いたディスクキャッシュ装置に関する。

【０００２】近年、コンピュータ本体の性能の向上に伴
い、コンピュータ本体のデータ格納媒体である磁気ディ
スク装置を用いた入出力サブシステムの性能向上も望ま
れている。このため磁気ディスク装置よりもビットコス
トは高いが、高速アクセスが可能な半導体メモリをキャ
ッシュメモリとして用いたディスクキャッシュ装置が登
場した。

【０００３】すなわち、磁気ディスクサブシステムの一
部のデータをキャッシュメモリ上に置き、キャッシュメ
モリをリードまたはライトすることでアクセスを高速化
するという手法である。初期のディスクキャッシュ装置
には、揮発性のメモリ素子が使用されており、電源障害
等の発生でデータ消失に至る可能性があり、リード処理
はキャッシュヒットになれば高速に処理できる。

【０００４】しかし、ライト処理は磁気ディスク装置と
キャッシュメモリの両方の同時更新を実行しなければな
らないため、高速化できなかった。その後、不揮発性の
メモリ素子を使用したディスクキャッシュ装置が出るに
及び、ライト処理においてはライトデータの更新をキャ
ッシュ上のみで行い、ライト処理の完了後にディスク装
置に書き込むライトバック処理が可能となった。

【０００５】このライトバック処理の実現によりライト
処理の高速化が行われた。しかし、メモリを不揮発性を
維持するためのバッテリ容量とコストの問題等で不揮発
性メモリと揮発性メモリを混在させ、コストと性能の最
適化を図った装置が多い。しかし、不揮発性メモリと揮
発性メモリを混在させたディスクキャッシュ装置では、
ライト要求がリード要求よりも圧倒的に多いユーザ環境
では、ライトバック処理を行う余裕がなく、ユーザに適
応出来ないことが多く、より一般的で高速性と信頼性重
視のある装置が望まれている。

【０００６】更に近年、ディスクアレイ装置を構成する
複数の磁気ディスクを組合せ、ＲＡＩＤとして知られた
動作形態をとるものが普及しだしている。これらＲＡＩ
Ｄ型ディスクアレイ装置に対してもディスクキャッシュ
装置を適用し、最適化を図ることが望まれている。

【０００７】

【従来の技術】図４１は揮発性キャッシュメモリのみで
構成した従来のディスクキャッシュ装置を示す。ホスト
コンピュータ１００からチャネル１０４−１，１０４−
２を介してアクセスされる２台のコントローラ１０２−
１，１０２−２が接続される。コントローラ１０２−
１，１０２は、下位のドライブインタフェースによりア
ダプタ１０８−１，１０８−２を介してドライブとして
磁気ディスク装置１１０−１，１１０−２，１１０−３
を接続する。

【０００８】またコントローラ１０２−１，１０２−０
２は、下位のキャッシュインタフェースを介して共用さ
れる不揮発性のメモリ素子を用いたキャッシュメモリ１
０６を接続している。図４２はキャッシュメモリに要求
データが存在した場合の動作を示す。ホストコンピュー
タ１００から例えばコントローラ１０２−１にリード要
求があると、コントローラ１０２−１はキャッシュメ
モリ１０６に要求データが存在するか否かをハッシュテ
ーブルを参照して調べるヒット判定を行う。

【０００９】すなわちキャッシュヒットの判定は、通
常、磁気ディスク装置のアクセス単位であるシリンダ、
トラック、ブロック等のハッシュパラメータからハッシ
ュアドレス（ハッシュエントリ）を計算し、計算したハ
ッシュアドレスで指定される要求データがハッシュテー
ブルに登録されているか否かをチェックする。要求デー
タの存在を示すヒット判定が得られると、キャッシュメ
モリ１０６からデータを読出してホストコンピュータ
１００に転送する。

【００１０】一方、キャッシュメモリ１０６は要領的に
制限があることから、ＬＲＵテーブル（Least Recent U
se Table) を用いたキャッシュ管理が行われる。ＬＲＵ
テーブルは最新に使用されたキャッシュブロックをテー
ブルの先頭位置に登録し、最も古いキャッシュブロック
がテーブルの最後に位置することになる。ＬＲＵテーブ
ルの登録が一杯になると古いブロックから破棄し新たな
ブロックを登録する。また一定期間アクセスがないキャ
ッシュブロックは、キャッシュメモリの使用効率を高め
るため破棄する。このキャシュブロックの登録を破棄し
てそのスペースを確保する処理をキャッシュ無効化とい
う。キャッシュ無効化はハッシュテーブルの登録を削除
することで実現できる。

【００１１】図４３はキャッシュメモリに要求データが
存在しなかった場合の動作を示す。ホストコンピュータ
１００からのリード要求に対するヒット判定でデー
タが存在しないミスヒットになると、磁気ディスク装置
１１０から要求データをリードしてキャッシュメモリ１
０６に書込むステージングを実行する。このステージ
ングは、磁気ディスク装置１１０の目的シリンダにヘ
ッドを位置付けるシーク動作とシーク完了後のヘッド選
択に基づく目的トラックへのオントラック動作等の機械
的動作を伴うことから、キャッシュメモリ１０６のアク
セスに比べ時間がかかる。

【００１２】コントローラ１０２−１はキャッシュメモ
リ１０６のステージングが完了すると、このデータ
をホストコンピュータ１００に転送し、ハッシュテーブ
ルにデータが存在すること（ヒット状態）を登録する。
図４４はライト要求に対する図４１の装置の処理動作を
示す。ホストコンピュータ１００からライト指示をコ
ントローラ１０２−１が受けると、キャッシュメモリ１
０６と磁気ディスク装置１１０の両方にデータを書込む
ライトスルーを行う。

【００１３】これはキャッシュメモリ１０６が揮発性で
あり、電源障害等でデータの消失，データ化け等発生す
る可能性があり、信頼性に対する考慮からコントローラ
１０２はデータをキャッシュメモリ１０６に書込むと同
時に磁気ディスク装置１１０にも書込む。ライトスルー
されたデータは次回のリードでは必ずキャッシュヒット
となる。即ち、ライト処理に要する時間は、キャッシュ
なしの場合と同じ時間が必要でキャッシュ導入の効果は
ない。

【００１４】ここで、図４１の従来装置のライト処理
は、磁気ディスク装置とキャッシュメモリの両方を同時
更新を実行しなければならないため、高速化できなかっ
た。そこで図４５に示す揮発性キャッシュメモリと不揮
発性キャッシュメモリを使用した装置が現われた。図４
５において、ホストコンピュータ２００にチャネル２０
４−１，２０４−２を介して接続された２台のコントロ
ーラ２０２−１，２０２−２は、下位のデバイスインタ
フェース側を全てのモジュール間での通信等を可能とす
る共有バス２０６を介して接続する。

【００１５】共用バス２０６にはコントローラ２０２−
１，２０２−２で共用される揮発性キャッシュメモリ２
０６と不揮発性メモリ２１０が設けられる。更に共用バ
ス２０６にコントローラ２１２−１，２１２−２とアダ
プタ２１４−１，２１４−２を介して複数の磁気ディス
ク装置２１６−１，２１６−２が接続される。ここで各
系統ごとに複数のコントローラを設けて各々に固有の処
理機能に持たせるマルチコントローラ構成とすること
で、コントローラ単体の場合に比べて負荷を軽減させ、
全体のスループットを向上させている。

【００１６】揮発性キャッシュメモリ２０８は図４１の
従来装置で使用したものと同様である。不揮発性キャッ
シュメモリ２１０は、ディスク装置に対するデータ書込
を高速化するために設けられ、揮発性キャッシュメモリ
２０８に対する書込データ２１８と同じデータが書込ま
れる。不揮発性キャッシュメモリ２１０に書込まれたデ
ータは、ライト処理の完了後にライトバックという処理
で磁気ディスク装置にに書込まれる。

【００１７】図４６はリード要求がミスヒットとなった
時の図４５の装置のステージングを示す。４６におい
て、ホストコンピュータ２００からリード要求を受け
ると、コントローラ２０２−１は不揮発性メモリ２０８
のヒット判定を行う。ミスヒットの場合は、磁気ディ
スク装置２１６から要求テータをリードするステージン
グを行い、キャッシュ管理テーブルに登録した後にホ
ントコンピュータ２００にデータ転送を行う。

【００１８】図４７は図４５の装置のライト処理を示
す。４６において、ホストコンピュータ２００からライ
ト指示があると、コントローラ２０２−１は揮発性キ
ャッシュメモリ２０８と不揮発性キャッシュメモリ２１
０の両方にライトデータの書込みを行い、キャッシュ
管理テーブルを更新してホストコンピュータにライト完
了を報告する。

【００１９】不揮発性キャッシュメモリ２１０に書込さ
れたデータは、予め定めたライトバック処理条件が成立
した時、例えば一定期間、リード又はライトされなかっ
た場合、ライトバック対象データとして抽出され、磁気
ディスク装置に書込むライトバックが行われる。この
ライトバックに伴いライトバック済みのデータにつき
不揮発性キャッシュ２１０を無効化して破棄させる。一
方、ライトバック済みデータは揮発性キャッシュ２０８
では有効であり、リード要求に対してはヒット状態にあ
る。

【００２０】

【発明が解決しようとする課題】ところで、揮発性と不
揮発性のキャッシュメモリを混在させた従来のディスク
キャッシュ装置にあっては、揮発性キャッシュメモリの
みの場合のネックであったライト処理時間が、リード処
理でキャッシュヒットした場合と同じ時間に改善されて
いる。

【００２１】しかしながら、不揮発性キャッシュメモリ
の容量が揮発性キャッシュメモリに比べて小さく、この
ためライトバックの回数が増加し、ライトバックのため
にディスク側のコントローラと磁気ディスク装置の使用
率が上昇し、システムのスループットが低下する問題が
ある。すなわち、不揮発性キャッシュメモリに格納でき
るデータ量が大きくとれないため、新規のライトデータ
を格納するには古いデータを磁気ディスク装置にライト
バックして不揮発性キャッシュメモリを開放する必要が
多く発生する。このため、ライトバック処理によりホス
トコンピュータからの新たな処理が実行出来ないことが
ある。

【００２２】また不揮発性キャッシュメモリ自体に何ら
かの障害が発生した場合には、ライトバックができなく
なり、ディスクキャッシュの機能が失われてしまう問題
があった。本発明は、このような従来の問題点に鑑みて
なされたもので、磁気ディスクサブシステムの運用形態
に応じた適合したキャッシュ機能を最大限に発揮できる
ディスクキャッシュ装置を提供することを目的とする。

【００２３】一方、近年にあっては、計算機システムの
外部記憶装置として、記録の不揮発性、大容量性、デー
タ転送の高速性等の特長を持つ磁気ディスク装置、光デ
ィスク装置等のディスク装置が広く用いられている。デ
ィスク装置に対する要求は、高速データ転送、信頼性重
視、大容量性、低価格である。これらの要求を満たすも
のとして、ディスクアレイ装置が注目されてきている。
ディスクアレイ装置とは、小型ディスク装置を数台から
数十台並べ、複数のディスク装置に分散してデータを記
録して、並列的にアクセスする装置である。

【００２４】ディスクアレイ装置で並列的に複数のディ
スク装置にデータ転送を行えば、一台のディスク装置の
場合と比べて、ディスクの台数倍の高速データ転送が可
能になる。また、データに加えて、パリティデータなど
の冗長な情報を付け加えて記録しておくことで、ディス
ク装置の故障等を原因とするデータエラーの検出と訂正
が可能となり、ディスク装置の内容を二重化して記録す
る方法と同程度の信頼性重視を、二重化より低価格で実
現することができる。

【００２５】従来、カルフォルニア大学バークレイ校の
デビット・Ａ・パターソン（DavidA. Patterson) ら
は、高速に大量のデータを多くのディスクにアクセス
し、ディスク故障時におけるデータの冗長性を実現する
ディスクアレイ装置について、レベル１からレベル５ま
でに分類付けを行って評価した論文を発表している（AC
MSIGMOD Conferance, Chicago, Illinois, June 1-3, 1
988 P109-P116)。

【００２６】このデビット・Ａ・パターソンらが提案し
たディスクアレイ装置を分類するレベル１〜５は、ＲＡ
ＩＤ（Redundant Arrays of Inexpensive Disks ）１〜
５と略称される。ＲＡＩＤ１〜５を簡単に説明すると次
のようになる。ＲＡＩＤ０は、データの冗長性をもたな
いディスクアレイ装置であり、デビット・Ａ・パターソ
ンらの分類には含まれていないが、これを仮にＲＡＩＤ
０と呼ぶ。

【００２７】ＲＡＩＤ１は、２台のディスク装置を１組
として同一データを書込むミラーディスク装置であり、
ディスク装置の利用効率が低いが冗長性をもっており、
簡単な制御で実現できるため、広く普及している。ＲＡ
ＩＤ２は、データをビットやバイト単位でストライピン
グ（分割）し、それぞれのディスク装置に並列に読み書
きを行う。ストライピングしたデータは全てのディスク
装置で物理的に同じセクタに記録する。

【００２８】データ用ディスク装置の他にハミングコー
ドを記録するためのディスク装置を持ち、ハミングコー
ドから故障したディスク装置を特定して、データを復元
する。しかし、実用化されていてない。ＲＡＩＤ３は、
データをビット又はバイト単位にストライピングしてパ
リティを計算し、ディスク装置に対しデータおよびパリ
ティを並列的に書込む。ＲＡＩＤ３は、大量のデータを
連続して扱う場合には有効であるが、少量のデータをラ
ンダムにアクセスするトランザクション処理のような場
合には、データ転送の高速性が生かせず、効率が低下す
る。

【００２９】ＲＡＩＤ４は、１つのデータをセクタ単位
にストライピングして同じディスク装置に書込む。パリ
ティは固定的に決めたディスク装置に格納している。デ
ータ書込みは、書込み前のデータとパリティを読み出し
てから新パリティを計算して書き込むため、１度の書込
みについて、合計４回のアクセスが必要になる。また書
込みの際に必ずパリティ用のディスク装置へのアクセス
が起きるため、複数のディスク装置の書込みを同時に実
行できない。このようにＲＡＩＤ４の定義は行われてい
るが、メリットが少ないため現在のところ実用化の動き
は少ない。

【００３０】ＲＡＩＤ５は、パリティ用のディスク装置
を固定しないことで、並列的なリード、ライトを可能に
している。即ち、セクタごとにパリティの置かれるディ
スク装置が異なっている。パリティディスクが重複しな
ければ異なるディスク装置にセクタデータを並列的に書
込むことができる。このようにＲＡＩＤ５は非同期に複
数のディスク装置にアクセスしてリード又はライトを実
行できるため、少量データをランダムにアクセスするト
ランザクション処理に向いている。

【００３１】このようなＲＡＩＤ型で分類されるディス
クアレイ装置は、システムの運用形態に応じてＲＡＩＤ
の動作形態が選択されているが、最近は、１つのディス
クアレイ装置で、ＲＡＩＤ０，１，３および５に動作モ
ードを異なるディスク装置に割当ててホストコンピュタ
ータが論理デバイスとして選択指定できるようにしたも
のが出されている。

【００３２】このようなＲＡＩＤ型のディスクアレイ装
置においても、ディスクキャッシュ装置を使用すること
で処理性能をより一層向上させることができるが、ＲＡ
ＩＤの動作形態に適合したディスクキャッシュの機能を
最適化する必要がある。従って、本発明の他の目的は、
ＲＡＩＤ型で動作形態が分類されたディスクアレイ装置
を対象にディスクキッシュ機能の最適化を図ったディス
クキャッシュ装置を提供するることを目的とする。

【００３３】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。［第１発明］まず第１発明のディスクキャッシュ装置
は、図１（Ａ）に示すように、上位装置１０からのアク
セス要求に対しディスク装置３０のデータを読み書きす
る一対のディスク制御手段１２と、ディスク制御手段１
２の各々に設けられ、ディスク装置３０に格納されたデ
ータの一部を記憶するキャッシュ記憶手段４８と、一対
のディスク制御手段１２の各々に設けられたキャッシュ
制御手段４６と、一対のディスク制御手段１２の間を結
合してアクセス要求などの情報およびデータの送受を行
う共用バス手段１８とを備える。

【００３４】ここでキャッシュ制御手段４６には、信頼
性重視モードキャッシュ制御手段７２、性能重視モード
キャッシュ制御手段７４、又は平均モードキャッシュ制
御手段７６が設けられ、動作モード設定手段７０により
装置の立上り時に設定された動作モードに従ったキャッ
シュ制御が行われる。 I) 信頼性重視モード動作モード設定手段７０で信頼性重視モードを設定した
場合、一対のディスク制御手段１２に設けた信頼性重視
モードキャッシュ制御手段７２の各々は、一対のディス
ク制御手段１２に設けたキャッシュ記憶手段４８の各々
に、同一のデータを記憶する。

【００３５】具体的には、上位装置１０からのリード要
求に対し自己のキャッシュ記憶手段４８に該当データが
なかった場合（ミスヒット）は、ディスク装置３０から
該当データを読出してステージングして上位装置１０に
データを転送し、同時に共通バス手段１８を介して他の
ディスク制御手段１２に転送して他方のキャッシュ記憶
手段４８−２に同じデータをステージングさせる。

【００３６】また上位装置１０からのライト要求に対し
ては、自己のキャッシュ記憶手段４８にデータを書込む
と共に、共通バス手段１８を介して他のディスク制御手
段１２に転送して他方のキャッシュ記憶手段（４８）に
も同じデータを書込ませる。更にライト要求の処理終了
後のライトバック処理として、ライトバック条件の成立
時に、自己のキャッシュ記憶手段４８からディスク装置
３０への書込みが済んでいないデータ（以下「ダーティ
データ」という）を抽出してディスク装置３０に書き戻
すと共に、共用バス手段１８を介して書戻し済みデータ
のキャッシュ無効化を他方のディスク制御手段１２に指
示する。 II) 性能重視モード動作モード設定手段７０で性能重視モードを設定した場
合は、一対のディスク制御手段１２に設けた性能重視モ
ードキャッシュ制御手段７４の各々は、一対のディスク
制御手段１２に設けたキャッシュ記憶手段４８の各々
に、自己にアクセス要求のあったデータのみを個別に記
憶する。

【００３７】具体的には、上位装置１０からのリード要
求に対し自己のキャッシュ記憶手段４８に該当データが
なかった場合は、他方のディスク制御手段１２に対し共
用バス手段１８を介して処理を依頼し、他のディスク制
御手段１２からのデータなしの応答を受けた際にディス
ク装置３０から該当データを読出して自己のキャッシュ
記憶手段４８にステージングして上位装置１０にデータ
を転送する。

【００３８】また上位装置１０からのライト要求に対し
ては、自己のキャッシュ記憶手段４８にのみデータを書
込む。ライトバック処理は、書戻し条件が成立した際
に、自己のキャッシュ記憶手段４８からディスク装置３
０へ書込みが済んでいないダーティデータを抽出してデ
ィスク装置３０に書き戻す。 III) 平均モード動作モード設定手段７０で平均モードを設定した場合、
一対のディスク制御手段１２に設けた平均モードキャッ
シュ制御手段７６の各々は、一対のディスク制御手段１
２の各々は、上位装置１０からのリード要求に伴うディ
スク装置３０からのステージングは自己のキャッシュ記
憶手段４８に対してのみ行い、上位装置１０からのライ
ト要求に伴うデータの書込みは、一対のディスク制御手
段１２のキャッシュ記憶手段４８の各々に行って同一デ
ータを記憶する混在型とする。

【００３９】具体的には、上位装置１０からのリード要
求に対し自己のキャッシュ記憶手段４８に該当データが
なかった場合は、他方のディスク制御手段１２に対し共
用バス手段１８を介して処理を依頼し、依頼後にディス
ク装置３０から該当データを読出して自己のキャッシュ
記憶手段４８にステージングする。ここで他方のディス
ク制御手段１２への処理依頼に対しデータなしの応答を
受けていた際には、ディスク装置３０から該当データを
読出して自己のキャッシュ記憶手段４８にステージング
した後に上位装置１０に転送する。

【００４０】また上位装置１０からのライト要求に対し
ては、自己のキャッシュ記憶手段４８にデータを書込む
と共に、共通バス手段１８を介して他のディスク制御手
段１２に転送して他方のキャッシュ記憶手段４８にも同
じデータを書込ませる。この点は信頼性モードと同じで
ある。更にライトバック処理は、書戻し条件が成立した
際に、自己のキャッシュ記憶手段４８からディスク装置
３０への書込みが済んでいないダーティデータを抽出し
てディスク装置３０に書き戻すと共に、共用バス手段１
８を介して書戻しデータのキャッシュ無効化を他方のデ
ィスク制御手段１２に指示する。これは性能重視モード
と同じである。

【００４１】IV) メモリ構成更に、信頼性重視モード、性能重視モード及び平均モー
ドのいずれについても、一対のディスク制御手段１２に
設けたキャッシュ記憶手段４８の各々を、不揮発性メモ
リとする。但し、信頼性重視モードについては、両方と
も揮発性メモリでもよい。またディスク装置３０をディ
スクアレイ装置としてもよい。［第２発明］図１（Ｂ）はディスクアレイ装置のＲＡＩ
Ｄ形態に適合した第２発明のディスクキャッシュ装置の
原理説明図である。

【００４２】このディスクキャッシュ装置は、複数のデ
ィスク装置３０を設けたディスクアレイ手段２８を備え
る。ディスクキャッシュ機構としては、ディスクアレイ
手段２８に格納されたデータの一部を記憶して上位装置
１０からのアクセス要求に対しデータを読み書きするキ
ャッシュ記憶手段４８を持ち、キャッシュ管理手段５０
のハッシュテーブル手段６０およびＬＲＵテーブル手段
６２に基づいてキャッシュ記憶手段４８の記憶状態を管
理する。

【００４３】またリードキュッシュ制御手段４６−１と
ライトキャッシュ制御手段４６−２が設けられる。リー
ドキャッシュ制御手段４６−１は、上位装置１０からリ
ード要求を受けた際に、キャッシュ管理手段５０のハッ
シュテーブル手段６０を参照し、要求データが存在する
場合は、キャッシュ記憶手段４８から読出して上位装置
１０に転送する。要求データが存在しない場合は、ディ
スクアレイ手段２８からステージングした後に上位装置
１０に転送する。

【００４４】ライトキャッシュ制御手段４６−２は、上
位装置１０からライト要求を受けた際に、キャッシュ管
理手段５０のハッシュテーブル手段６０に書込を示す情
報を登録すると共に、キャッシュ記憶手段４８にデータ
を書込み、書込み済みのキャッシュブロックをＬＲＵテ
ーブル手段６２の先頭にリンクする。またライトバック
制御手段が設けられ、予め定めたライトバック条件が成
立した際に、キャッシュ記憶手段４８からディスクアレ
イ手段２８への記憶が済んでいないデータを抽出して書
戻す。

【００４５】更にディスクアレイ制御手段５０が設けら
れ、リードキャッシュ制御手段４６−１および前記ライ
トキャッシュ制御手段４６−２によるディスクアレイ手
段２８のアクセス時に、予め設定されたディスクアレイ
のＲＡＩＤ動作モードに従って１又は複数のディスク装
置３０のアクセスを制御する。 I) ＲＡＩＤ動作モードディスクアレイ手段２８は、並列的に配置された入出力
ポートの各々にディスク装置３０を接続して１ランクを
構成し、この１ランク構成のディスク装置群を複数ラン
ク設けている。ディスクアレイ制御手段５２は、ＲＡＩ
Ｄ０，ＲＡＩＤ１、ＲＡＩＤ３又はＲＡＩＤ５に対応し
た第１〜第４動作モードを設定する。

【００４６】ＲＡＩＤ０に対応した第１動作モードの設
定時は、特定のランクの中のディスク装置３０を上位装
置１０で扱う論理デバイスに１対１に割当て、個々のデ
ィスク装置３０に読み書きを行う。ＲＡＩＤ１に対応し
た第２動作モードの設定時は、特定のランクの中の２台
のディスク装置３０を１組として上位装置１０で扱う論
理デバイスに１対１に割当て、２つのディスク装置３０
に同一データを書込むと共にいずれか一方のディスク装
置３０からデータを読出すミラーディスクとする。

【００４７】ＲＡＩＤ３に対応した第３動作モードの設
定時は、特定のランクを構成するｎ台のディスク装置３
０をデータ用とパリティ用とに固定的に割当て、上位装
置１０からの書込要求時に、書込データをビット単位又
はバイト単位に（ｎ−１）分割すると共に分割単位ごと
にパリティデータを計算し、（ｎ−１）分割したデータ
およびパリティデータをｎ台のディスク装置３０に並列
的に書込む。

【００４８】ＲＡＩＤ５に対応した第４動作モードの設
定時は、特定のランクを構成するｎ台のディスク装置３
０を１組としてアクセスごとにパリティ位置が変化する
ように割当て、上位装置１０からの書込要求時に、書込
データを少なくともセクタ単位に分割すると共に、書込
データの書込先ディスク装置３０およびパリティ用ディ
クス装置から旧データおよび旧パリティデータを読出し
て新パリティを計算し、前記書込データ及び新パリティ
データを前記書込先ディスク装置３０およびパリティ用
ディクス装置に並列的に書込む。 II) キャッシュメモリの空スペースの確保キャッシュ管理手段５０は、キャッシュ記憶手段４８の
空き状態を管理する空スペース管理テーブル手段６０を
備える。ライトキャッシュ制御手段４６−１は上位装置
１０に基づくキャッシュ書込処理の完了報告時に空スペ
ース管理テーテブル手段６４を参照し、空スペースが予
め定めた閾値以下の場合、ディスク書込済みのデータは
無効化してキャッシュ記憶手段４８から削除し、且つデ
ィスク書込みが済んでいないダーティデータはライトバ
ック手段４５による処理動作を準備する。これにより常
に一定量の空スペースがキャッシュ記憶手段４８に確保
され、ライト動作が迅速にできる。

【００４９】空スペース管理テーブル手段６４には、キ
ャッシュ記憶手段４８上の連続するキャッシュブロック
の空ブロック数をエントリ（インデックス）として先頭
ブロックの位置情報を格納する。 III) ステージング動作］リードキャッシュ制御手段４６−１は、上位装置１０か
らのリード要求データがキャッシュ記憶手段４８の格納
単位であるキャッシュブロック上に存在しない時、キャ
ッシュブロック上に存在する有効データの状態に応じて
ディスクアレイ手段２８から新たなデータのステージン
グを行って連続する一つのデータ領域を生成する。

【００５０】ステージング終了後に、リード要求データ
に続く有効データをディスクアレイ手段２８からキャッ
シュブロック上にプリフェッチする。このプリフェッチ
するデータ量は、ＲＡＩＤ１に対応する第３動作モード
の設定時は、予め設定した量の有効データとする。ＲＡ
ＩＤ３に対応する第３動作モードの設定時又はＲＡＩＤ
５に対応する第４動作モードの設定時には、キャッシュ
ブロックの最後までの有効データとする。

【００５１】ＲＡＩＤ５に対応する第４動作モードの設
定時には、リード要求データを含むパリティグループの
最後までの有効データとしてもよい。これはキャッシュ
ブロックサイズとパリティグループのブロックサイズが
一致する場合である。ＲＡＩＤ５に対応する第４動作モ
ードの設定時に、リードキャッシュ制御手段４６−１
は、オプション指定によりキャッシュ記憶手段４８にパ
リティデータもステージングし、この場合、ライトバッ
ク手段４５は、キャッシュ記憶手段４８のパリティデー
タを用いて新たなパリティを計算する。これによりライ
トバックの際の旧データおよび旧パリティのディスク読
出を不要にできる。 IV) シーケンシャルデータのＬＲＵ管理リードキャッシュ制御手段４６−１は、上位装置１０か
ら大量シーケンシャルデータのリード要求に対しステー
ジングを行った場合、キャッシュ記憶手段４８のＬＲＵ
テーブル手段６２を参照して末尾から所定量のキャッシ
ュブロックとなる記憶データの一部を無効化すると共
に、大量シーケンシャルデータをＬＲＵテーブル手段６
２の先頭に登録せずに終端側に登録する。これによって
比較的短期間で大量シーケンシャルデータをキャッシュ
記憶手段から追い出すことができる。 V) ライトバック処理］ＲＡＩＤ５に相当する第４動作モードの設定時に、ライ
トバック手段４５は、キャッシュブロックの中のライト
バックの対象となった有効データをパリティグループ単
位に抽出してパリティデータを算出した後に、抽出した
有効データおよびパリティデータをディスクアレイ手段
２８の複数のディスク装置３０に並列的に書込む。即
ち、ＲＡＩＤ５であってもＲＡＩＤ３と同様に動作させ
てライトバックを効率良く行う。

【００５２】またライトバック手段４５は、キャッシュ
ブロックの中のライトバックの対象となった有効データ
のパリティグループに対する不足数が所定数以下の場
合、例えば１ブロック以下の場合、不足データを対応す
るディスク装置３０から読出した後にパリティグループ
分の有効データおよび計算したパリティデータをディス
クアレイ手段２８の複数のディスク装置３０に並列的に
書込むことでＲＡＩＤ３的な動作を可能とする。

【００５３】ライトバック手段４５は、所定のライトバ
ック条件が成立した際に、ＬＲＵテーブル手段６２内の
終端から所定数のキャッシュブロックをライトバック対
象に指定すると共に、この範囲に含まれるキャッシュブ
ロックをデータが連続するように並び替え、ＲＡＩＤ３
的なライトバックを可能とする。 VI) キャッシュブロックサイズの自動設定］更に本発明は、装置の使用中に上位装置１０からのアク
セス要求で使用されるデータブロックサイズを統計情報
として収集し、この統計情報の平均値を次の装置立ち上
げ時のキャッシュ記憶手段４８のキャッシュブロックサ
イズとして自動設定する統計処理手段を設ける。

【００５４】

【作用】まず図１（Ａ）の第１発明の作用を説明する。
第１発明のディスクキャッシュ装置で信頼性重視モード
を設定した場合には、、両系統のキャッシュメモリ内の
データを常に同一とするようにキャッシュ動作が行われ
る。即ち二重化されたキャッシュメモリを独立に使用す
るのではなく、片側データをバックアップ用と考えてい
る。

【００５５】この場合の長所は、データが常に二重化さ
れており片側データの喪失時データが保障され高い信頼
性が得られる。また短所としては、キャッシュメモリの
半分がバックアップ用であり、使用効率が低くなる。ま
た第１発明のディスクキャッシュ装置で性能重視モード
を設定した場合には、各キャッシュメモリのデータは独
立であり、信頼性モードの最大２倍の容量のキャッシュ
メモリとして使用できる。

【００５６】この場合の長所は、両系統のキャッシュメ
モリが独立に動作し、また他方からの参照更新が可能で
あるためキャッシュ容量が増大する。短所としては、メ
モリ障害，電源障害でデータ消失、データ化け等の障害
が発生する確立が高くなる。また他系統にキャッシュ処
理を依頼したヒットとなった時は、リモート側キャッシ
ュに対してのリードとなるので性能が低下する。

【００５７】更に第１発明のディスクキャッシュ装置で
平均的モードを設定した場合は、基本的には信頼性重視
モードと性能重視モードの混在型となる。すなわち、リ
ード要求のミスヒット時のステージングは自己のキャッ
シュメモリに対してのみ行い、またデータのライトは両
方系統のキャッシュメモリに対して行う。これによりラ
イト処理の少ない環境ではキャッシュ容量は性能重視モ
ードと同様に２倍となり、またライト処理が多く発行さ
れる環境では信頼性重視モードと同様に障害に対して強
い形になる。この場合の長所と短所は、使用環境、即ち
リードとライトの発行比率に応じていずれかの信頼性重
視モードと性能重視モードの長所と短所が強く現れるこ
とになる。

【００５８】次に図１（Ｂ）のディスクアレイを対象と
したディスクキャッシュ装置の作用を説明する。まず第
２発明にあっては、キャッシュメモリの管理に使用する
空スペース管理テーブルを備える。すなわちキャッシュ
メモリ上にないデータに対してのステージング又はライ
トが指示された場合、コントローラはキャッシュメモリ
上の未使用の空間から新たなキャッシュブロックを割当
て、ディスク装置からのステージングによるデータ、あ
るいはホストコンピュータからのライトデータを受領す
る。

【００５９】この場合、キャッシュメモリ上に一定量の
空き空間が残るように空スペース管理テーブルを用いて
管理される。すなわち残り容量が規定値以下になるよう
な状況が発生すると、キャッシュメモリ上の有効データ
の追い出しがスケジュールされる。即ち、ディスク書込
が済んだデータはハッシュエントリで指定されるＬＲＵ
テーブルの登録を抹消する無効化を行う。またディスク
書込みが済んでいないダーティデータは、ディスクへの
書き戻しがスケジュールされる。これにより新たな上位
装置からのリード又はライト要求に対し常にキャッシュ
メモリ上に空き空間が用意され、直ちに処理が開始でき
る。

【００６０】次に第２発明にあっては、リード要求に対
しキャッシュメモリがミスヒットとなった時のディスク
装置からのステージングを、キャッシュメモリを使用し
たことによる効果が最大に発揮できるように行う。これ
は要求されたホストブロック分のデータをディスク装置
からキャッシュブロック上にステージングした後に、後
続するホストブロックに対応するデータをディスク装置
からプリフェッチすることで実現される。

【００６１】このようにステージングが済んだホストブ
ロックに引き続くブロックに対して先読み動作を行うこ
とで、ホストコンピュータからの逐次リード要求に対し
てキャッシュ効果を最大限にする処理ができる。この場
合のプリフェッチ量は、ＲＡＩＤ０，１，３，５で異な
る。まずＲＡＩＤ３は１つのホストブロックが所定バイ
ト数単位に各ディスク装置に分散して格納されており、
ステージングが高速に行われること及び大容量データが
要求される場合が多いことを考慮し、ステージングされ
た有効ブロックを含むキャッシュブロックの最後までの
ホストブロックに対応するデータをプリフェッチする。

【００６２】ＲＡＩＤ５は、基本的にはリード転送速度
はディスク装置の速度以上は出ず、、ステージング速度
がＲＡＩＤ３より遅いこと、また小容量データのリード
処理が中心になることから、ステージングが済んだブロ
ックに続く次のパリティグループ（パリティ用ディスク
装置を同一とするグループ）までとする。ここで、キャ
ッシュブロックサイズとパリティグループのブロックサ
イズが同一となるようにストライピングを行えば、キャ
ッシュブロックの最後迄がプリフェッチ量となり、ＲＡ
ＩＤ３的な高速ステージングが可能となる。

【００６３】更にプリフェッチ後のキャッシュブロック
上で、連続する有効ブロックに空きがあって分散してい
る場合には、この空ブロックに内部的なステージングを
実行し、キャッシュプロック上の有効データを連続ブロ
ック領域とし、データ管理を容易にする。また第２発明
のディスクキャッシュ装置は、大量シーケンシャルデー
タのステージングに対し、その追い出しを可能ながぎり
早めるようにキャッシュメモリを管理する。

【００６４】一般にディスクキャッシュ装置は同一デー
タを頻繁にリードすると効果が出る。ホストコンピュー
タがキャッシュメモリ上に存在しない大量データのリー
ド要求を行ったとき、ディスク装置からデータをステー
ジングしホストに転送する。このデータは一度しか参照
されないにも関わらずそのままキャッシュメモリ上に残
しておくと、キャッシュスペースが有効に利用されない
ことになる。しかし直ちに無効化することも出来ない。

【００６５】そこで、ホストコンピュータが一定量以上
のデータ、例えばキャッシュブロック１００分相当等を
要求した時、ステージング後、本来はＬＲＵテーブルの
先頭位置に登録すべきところを、第２発明は、ＬＲＵテ
ーブルの終端の近傍に登録する。これにより比較的短い
時間で、大量シーケンシャルデータは擬似的に最も使用
されていない古いデータとなり、キャッシュ無効化によ
り追い出すことができる。

【００６６】また第２発明は、オプション指定によりＲ
ＡＩＤ５でディスクアレイからパリティデータを含めて
キャッシュメモリにステージングすることができる。こ
のようなパリティデータを含めたステージングにより、
ライトバック処理でディスクアレイからの旧データおよ
び旧パリティデータのリードが不要となり、ＲＡＩＤ５
のもつライトペナルティを軽減させることができる。

【００６７】具体的には、パリティのステージングを行
わない場合、ディスク装置の２．５回転分の時間を必要
とするが、パリティをステージングしていた場合には、
１．５回転分の時間で済む。但し、キャッシュメモリの
容量はパリティをステージングした分だけ減少する。さ
らに第２発明のディスクキャッシュ装置は、ＲＡＩＤ５
の動作状態で、ライト処理後に行なうディスクアレイに
対するライトバック処理を最適化する。

【００６８】ＲＡＩＤ５では、パリティグループを構成
する全てのディスク装置に跨がって連続するデータがキ
ャッシュブロック上に存在する場合は、ＲＡＩＤ３的に
連続データからパリティを計算し、データおよびパリテ
ィの同時転送で並列的に書込むことができる。一方、パ
リティグループを構成する一部のディスク装置のデータ
しかキャッシュブロック上に存在しない場合は、旧パリ
ティと旧データをリードしてパリティを計算した後にデ
ータとパリティを並列的に書込む通常のリードモディフ
ァイライトを行う。

【００６９】この場合、キャッシュブロック上で連続す
るデータの空きが所定値以下、例えば１ディスク装置分
であった場合には、空部分に有効データをステージング
して連続データとした後に、ＲＡＩＤ３的な同時更新の
ライトバックを行う。更に、キャッシュメモリの空きス
ペースが規定値以下となってライトバック処理がスケジ
ュールされた場合、ＬＲＵテーブルの末尾から一定範囲
のキャッシュブロックをライトバック対象に指定する。
このライトバック対象として指定されたキャッシュブロ
ックに対し、ホストブロックが連続するように並び替え
を行い、ＲＡＩＤ３的な高速のライトバック処理を可能
とする。

【００７０】更に第２発明のディスクキャッシュ装置
は、ユーザの運用形態に応じて自動的にキャッシュブロ
ック・サイズを設定することができる。一般にユーザシ
ステムにおいてユーザが必ず設定を必要とるパラメータ
は、ホストブロックサイズ（ロジカルブロックサイズ）
である。キャッシュブロックサイズは、ホストブロック
サイズが複数集まったサイズとして設定される。第２発
明は、最初のシステム立ち上げ時は、ディフォルトのキ
ャッシュブロックサイズで初期動作するが、次の立ち上
げ時には、ユーザの使用環境に応じて自動的にキャッシ
ュブロックサイズを変更する。

【００７１】即ち、ユーザ使用中にキャッシュシステム
をアクセスしたホストブロックサイズの統計を取り、平
均的なホストブロックサイズを求めている。そして次回
の電源投入に伴う立ち上げ時に、前回の運用で求めた新
規なキャッシュブロックサイズでキャッシュシステムを
動作させ、キャッシュブロック・サイズをユーザの判断
を必要とすることなく最適化する。

【００７２】

【実施例】

＜目次＞１．システムのハードウェア構成２．第１発明の全体機能３．信頼性重視モードのディスクキャッシュ制御４．容量重視モードのキャッシュ制御５．平均モードのキャッシュ制御６．第２発明の全体機能７．キャッシュ空スペースの確保８．ＲＡＩＤ動作形態の制御９．ステージング処理の高速化１０．大量シーケンシャルデータの追出し促進１１．パリティデータのステージング１２．ライトバックデータの並び替えによる最適化１３．ライトバック処理の最適化１４．統計的処理によるキャッシュブロックサイズの自
動設定１．システムのハードウェア構成図２は本発明のディスクキャッシュ装置が適用される磁
気ディスク装置を用いた入出力サブシステムのハードウ
ェア構成を示す。

【００７３】上位装置としてのホストコンピュータ１０
には少なくとも２つのチャネル装置１４−１，１４−２
が設けられ、チャネル１４−１，１４−２に対し、チャ
ネルインタフェース１６を介して２台のコントローラ１
２−１，１２−２を接続している。この実施例で、チャ
ネルインタフェース１６としてはＳＣＳＩを使用してい
る。勿論、ＭＢＣインタフェース（ブロック・マルチプ
レクサ・チャネルインタフェース）を使用してもよい。

【００７４】コントローラ１２−１，１２−２はディス
ク制御手段としての機能を有し、キャッシュ機構を内蔵
している。コントローラ１２−１，１２−２のデバイス
側は共用バス１８−１，１８−２に接続される。共用バ
ス１８−１，１８−２はブリッジ回路部２０で結合さ
れ、コントローラ１２−１，１２−２間でメッセージ、
コマンド等の情報およびデータのやり取りを行うことが
できる。更に共用バス１８−１，１８−２はサブコント
ローラ２２−１，２２−２が接続され、コントローラ１
２−１，１２−２の処理機能を分散させて負荷の低減を
図っている。

【００７５】共用バス１８−１，１８−２にはアダプタ
２４−１〜２４−６，２６−１〜２６−６のそれぞれを
介して、ディスクアレイ２８に設けている複数のディス
ク装置３０−００〜３０−３５が接続される。この実施
例でディスクアレイ２８はコントローラ１２−１，１２
−２より並列アクセスを受ける６つのポートＰ０〜Ｐ５
で並列ディスク群を構成し、この並列ディスク群をラン
クＲ０〜Ｒ３で示す４ランク分設けている。

【００７６】具体的には、ランクＲ０はポートＰ０〜Ｐ
５に対応した６台のディスク装置３０−００〜３０−０
５で構成され、ランクＲ１はポートＰ０〜Ｐ５に対応し
たディスク装置３０−１０〜３０−１５で構成され、ラ
ンクＲ２はポートＰ０〜Ｐ５に対応したディスク装置３
０−２０〜３０−２５で構成され、更にランクＲ３はポ
ートＰ０〜Ｐ５に対応したディスク装置３０−３０〜３
０−３５で構成される。

【００７７】このようなディスクアレイを構成するディ
スク装置の位置はランク番号Ｒとポート番号Ｐアドレス
で定義する。例えば磁気ディスク装置３０−００は（Ｒ
０，Ｐ０）で表わすことができる。図３は図２のコント
ローラ１２−１側のハードウェア構成を示す。コントロ
ーラ１２−１内にはＣＰＵ３２が設けられ、ＣＰＵ３２
の内部バス４４にＲＯＭ３４、ＤＲＡＭ３６、ＳＣＳＩ
回路部４０とのやり取りを行う上位インタフェース部３
８、共用バス１８−１とのやり取りを行うバスインタフ
ェース部４２が設けられる。

【００７８】更にディスクキャッシュ機構を実現するた
めキャッシュ制御部４６とキャッシュメモリ４８が設け
られる。なお、キャッシュ制御部４６を独立に設けて、
ＣＰＵ３２の機能として実現してもよい。またキャッシ
ュ制御部４６においてキャッシュメモリ４８の管理に使
用されるキャッシュ管理テーブル、具体的にはキャッシ
ュエントリテーブル，ＬＲＵテーブルおよび空スペース
管理テーブルはＤＲＡＭ３６に展開されている。２．第１発明の全体機能図４は図２のハードウェア構成を対象とした第１発明の
処理機能を示す。尚、説明を簡単にするため、ディスク
アレイ側については１台のディスク装置３０を代表して
示し、共用バスについても１本の共用バス１８で示して
いる。またキャッシュメモリについてはコントローラか
ら取出して示している。

【００７９】コントローラ１２−１，１２−２には動作
モード設定部７０−１，７０−２、信頼性重視モードキ
ャッシュ制御部７２−１，７２−２、性能重視モードキ
ャッシュ制御部７４−１，７４−２、および平均モード
キャッシュ制御部７６−１，７６−２が設けられてい
る。キャッシュメモリとしては不揮発性キャッシュメモ
リ４８−１，４８−２が使用される。

【００８０】ここでコントローラ１２−１側を例にとる
と、動作モード設定部７０−１は予め定めたホストコン
ピュータ１９からのコマンド指示あるいはコントローラ
１２−１に予め設けられたピン設定などにより、信頼性
重視モード，性能重視モードまたは平均モードのいずれ
か１つを設定する。この動作モード設定部７０−１によ
る設定に基づき、信頼性重視モードキャッシュ制御部７
２−１，７２−２、性能重視モードキャッシュ制御部７
４−１，７４−２、または平均モードキャッシュ制御部
７６−１，７６−２のいずれか１つの動作を有効とす
る。

【００８１】ここでホストコンピュータ１０に対し２台
のコントローラ１２−１，１２−２が設けられているこ
とから、ホストコンピュータ１０からのアクセス要求を
受けたコントローラ側をローカル側といい、このときア
クセス要求を受けていない側をリモート側という。これ
はコントローラ１２−１，１２−２において相対的なも
のであり、コントローラ１２−１に対しホストコンピュ
ータ１０からアクセス要求が行われたときはコントロー
ラ１２−１がローカル側、コントローラ１２−２がリモ
ート側となる。

【００８２】逆にコントローラ１２−２に対しホストコ
ンピュータ１０からアクセス要求が行われたときはコン
トローラ１２−２がローカル側、コントローラ１２−１
がリモート側となる。３．信頼性重視モードのディスクキャッシュ制御信頼性重視モードにあっては、コントローラ１２−１，
１２−２に設けたキャッシュメモリは図４に示したよう
に両方とも不揮発性キャッシュメモリ４８−１，４８−
２とする。

【００８３】尚、信頼性重視モードにあっては、キャッ
シュメモリを両方とも揮発性としてもよい。この場合、
後の説明で明らかにする性能重視モードおよび平均モー
ドにあっては、両方とも不揮発性キャッシュメモリとす
る必要があるため、電源バックアップの有無により不揮
発性となるか揮発性と不揮発性が切替可能なメモリを使
用する必要がある。

【００８４】信頼性重視モードにあっては、コントロー
ラ１２−１，１２−２の各不揮発性キャッシュメモリ４
８−１，４８−２のデータが同一であるようにキャッシ
ュ動作が行われる。即ち、２系統のキャッシュメモリを
独立に使用するのではなく、同一データを格納すること
で二重化し、片側のデータ送出時にあっても、キャッシ
ュデータを保証して信頼性を高める。

【００８５】リード要求に対するミスヒット時のステー
ジングはディスク装置３０から両方の不揮発性キャッシ
ュメモリ４８−１，４８−２に対し行う。またライト要
求に対するライトデータの書込みも両方の不揮発性４８
−１，４８−２に対し行う。更に、ライト処理終了後の
ディスク装置３０に対するライトバックについては、ラ
イト要求を受けたローカル側のキャッシュメモリから行
う。

【００８６】図５は信頼性重視モードにおけるキャッシ
ュ動作を示したフローチャートである。まずステップＳ
１にあっては、ホストコンピュータ１０からのアクセス
要求の有無を監視しており、アクセス要求があるとステ
ップＳ２に進み、リード要求かライト要求かのアクセス
モードを判別する。リード要求であれば、ステップＳ３
で自己の不揮発性キャッシュメモリ即ちローカル側キャ
ッシュメモリに要求データが存在するか否かのヒット判
定を行う。

【００８７】キャッシュヒットが得られれば、ステップ
Ｓ４で要求データを読み出してホストコンピュータ１０
にデータ転送する。キャッシュミスヒットの場合にはデ
ィスク装置３０からのステージングを行うことになる
が、ステージングに先立ち、リモート側のコントローラ
１２−１にステージングを通知する。このステップＳ５
における処理は図７に示される。即ち、ホストコンピュ
ータ１０からのリード要求を受けたコントローラ１２−
１が不揮発性キャッシュメモリ４８−１のミスヒットを
判定すると、ディスク装置３０からのステージングに先
立ってローカル側のコントローラ１２−２に対し共用バ
ス１８を経由してメッセージを送る。

【００８８】このメッセージはキャッシュミスヒットと
なったため、ステージングによりディスク装置３０から
のデータをリモート側の不揮発性キャッシュメモリ４８
−２にも転送することを通知する。このローカル側のコ
ントローラ１２−１からのメッセージを受けてリモート
側のコントローラ１２−２は自己のキャッシュ管理テー
ブルを更新し、不揮発性キャッシュメモリ４８−２内に
ステージング用の空間を割り当て、スタンバイ状態とな
ったことをローカル側のコントローラ１２−１に送り返
す。

【００８９】再び図５を参照するに、ステップＳ５でリ
モート側へのステージングの通知が済むと、リモート側
からのレディ応答を待って、ステップＳ６で要求データ
をディスク装置３０から読み出し、ローカル側の不揮発
性キャッシュメモリ４８−１に格納すると共に、共用バ
ス１８を介してリモート側の不揮発性キャッシュメモリ
４８−２に転送し、それぞれ書き込むステージングを行
う。

【００９０】ローカル側の不揮発性キャッシュメモリ４
８−１に対するステージングが済むと、ステージングに
より得られた要求データをホストコンピュータ１０に
転送し、ステップＳ８でリード終了応答を行って一連の
リード要求に対する処理を終了する。次にステップＳ２
でライト要求を判別した場合には、ライト要求を受けた
ローカル側のコントローラ１２−１がリモート側のコン
トローラ１２−２へ共用バス１８を介してライトデータ
の転送を通知する。

【００９１】例えば図８に示すように、ホストコンピュ
ータ１０よりライト要求をコントローラ１２−１が受
けると、共用バス１８を経由してリモート側のコントロ
ーラ１２−２に対しメッセージを送る。このメッセー
ジはライト要求により不揮発性キャッシュメモリ４８
−２の更新が必要であり、ライトデータを共用バス１８
を経由してリモート側の不揮発性キャッシュメモリ４８
−２に転送することを通知する。

【００９２】このメッセージを受けたリモート側のコ
ントローラ１２−２は自己のキャッシュ管理テーブルを
更新し、不揮発性キャッシュメモリ４８−２内に書込用
の空間を割り当て、レディ応答をローカル側のコントロ
ーラ１２−１に返す。リモート側コントローラ１２−２
からのレディ応答をステップＳ１０で判別すると、ロー
カル側のコントローラはホストコンピュータ１０からの
ライトデータを自己の不揮発性キャッシュメモリ４８
−１、即ちローカル側のキャッシュメモリ４８−１に書
き込み、同時にステップＳ２でリモート側のキャッシュ
メモリ４８−２に共用バス１８経由で転送して書き込ま
せる。

【００９３】この結果、ライトデータはローカル側およ
びリモート側のキャッシュメモリ４８−１，４８−２の
両方に書き込まれる。ステップＳ１２でローカル側およ
びリモート側のキャッシュメモリ４８−２に対するライ
トデータの転送書込みが済むと、この時点でライトバッ
クは行わず、ステップＳ１３でライト終了応答をホスト
コンピュータ１０に転送して、一連のライト要求に対す
る処理を終了する。

【００９４】図６は信頼性重視モードにおけるライトバ
ックの処理動作を示したフローチャートである。図５の
ライト要求に対する処理に示したように、ローカル側お
よびリモート側のキャッシュメモリにライトデータが書
き込まれた時点ではディスク装置に対する書込み所謂ラ
イトスルーは行わず、予め定めたライトバック条件が成
立したときにディスク装置に書き戻すライトバック処理
を実行する。

【００９５】このライトバック処理は、まずステップＳ
１でコントローラ１２−１がアイドル状態か否かチェッ
クしており、アイドル状態になければステップＳ６で要
求された事項の処理を行っているが、アイドル状態に入
るとステップＳ２でライトバック条件の成立の有無をチ
ェックする。ここでライトバック条件とはキャッシュ管
理テーブルに設けているＬＲＵテーブルに基づきキャッ
シュデータの追い出し条件がスケジュールされている場
合である。

【００９６】即ち、キャッシュ管理テーブルのＬＲＵテ
ーブルには、最新に使用されたキャッシュブロックを先
頭とし、最も使用されていない時間のたったキャッシュ
ブロックを末尾とするキャッシュブロックの登録が行わ
れており、例えば一定時間使われなかったテーブル末尾
のキャッシュブロックがキャッシュ無効化されるが、こ
の内ディスク装置への書込みが済んでいないデータ、所
謂ダーティデータについてはライトバックがスケジュー
ルされる。

【００９７】ステップＳ２でライトバック条件の成立を
判定すると、ライトバック対象となっているＬＲＵテー
ブルの末尾から一定範囲のキャッシュブロックを読み出
してディスク装置３０に書き込むライトバックを実行す
る。例えば図８に示したように、先行するライト処理で
コントローラ１２−１がホストコンピュータ１０からラ
イト要求を受けて自己の不揮発性キャッシュメモリ４
８−１にライトデータを書き込んでおり、その後のアイ
ドル状態でライトバック条件が成立した場合には、に
示すようにディスク装置３０にデータを書き込むライト
バック処理を行う。

【００９８】再び図６を参照するに、ステップＳ３でデ
ィスク装置３０に対するライトバックが済むと、ステッ
プＳ４でライトバックが済んだキャッシュブロックをキ
ャッシュ管理テーブルのハッシュテーブルから削除する
キャッシュ無効化を行う。更に、ローカル側のコントロ
ーラ１２−１はステップＳ５で共用バス１８を経由して
リモート側のコントローラ１２−２にメッセージを送
り、ライトバックが済んだデータのキャッシュ管理テー
ブルからの削除を指示し、リモート側についてもキャッ
シュ無効化を行う。４．容量重視モードのキャッシュ制御この性能重視モードは２台のコントローラ１２−１，１
２−２に設けた各キャッシュメモリ４８−１，４８−２
は不揮発性とし、各キャッシュメモリ４９８−１，４８
−２のデータを独立とする。そのため、２つのキャッシ
ュメモリ４８−１，４８−２に同一データを格納した信
頼性重視モードに比べ、最大で２倍のキャッシュ容量と
することができる。換言すると、性能重視モードは容量
重視モードと言うことができる。

【００９９】リード処理はリード要求を受けたローカル
側でミスヒットとなった場合にはリモート側にキャッシ
ュ処理を依頼し、リモート側でキャッシュヒットになれ
ば、直接、要求データをホストコンピュータにデータ転
送する。ディスク装置からのステージングはローカル側
およびリモート側の両方でミスヒットとなった場合にデ
ィスク装置からローカル側に対してのみ行う。またライ
ト処理については、ライト要求を受けたローカル側のキ
ャッシュメモリに対してのみ行う。

【０１００】更にライトバックについても、ライトバッ
ク条件が成立したローカル側のキャッシュメモリからデ
ィスク装置に書き込むライトバックのみ行い、信頼性重
視モードにおけるライトバック終了後のリモート側に対
するキャッシュ無効化の指示は行わない。図９は性能重
視モードにおけるキャッシュ動作を示したフローチャー
トである。ステップＳ１でホストコンピュータ１０から
アクセス要求があると、ステップＳ２でアクセスモード
を判別し、リード要求であればステップＳ３で自己のキ
ャッシュメモリ４８−１、即ちローカルキャッシュメモ
リ４８−１のヒットの有無を判定する。

【０１０１】ローカルキャッシュメモリ４８−１のヒッ
トが判別されると、ステップＳ４で要求データをホスト
コンピュータ１０にデータ転送する。ローカル側キャッ
シュメモリ４８−１でミスヒットとなった場合には、ス
テップＳ５で共用バス１８を経由してリモート側のコン
トローラ１２−２にキャッシュ処理を依頼する。このロ
ーカル側からのキャッシュ処理の依頼を受けたリモート
側のコントローラ１２−２は、リモート側キャッシュメ
モリ４８−２でキャッシュヒットになれば要求データを
直接ホストコンピュータ１０にデータ転送し、応答結果
をローカル側のコントローラ１２−１に通知してくる。

【０１０２】一方、リモート側でもキャッシュミスヒッ
トとなった場合には、ステップＳ６でリモート側からの
ヒット応答が得られないことからステップＳ７に進み、
ディスク装置３０からローカル側のキャッシュメモリ４
８−１に要求データを書き込むステージングを行う。ス
テージングが済むと、ステップＳ８でホストコンピュー
タ１０へのデータ転送を行い、これ以降ステージングさ
れたデータはヒット可能状態となる。このような一連の
処理を終了すると、リモート側のコンローラ１２−１は
ステップＳ９でホストコンピュータ１０にリード終了応
答を返す。

【０１０３】図１１は図９のステップＳ５〜Ｓ８に示し
たローカル側およびリモート側の両方の不揮発性キャッ
シュメモリ４８−１，４８−２がホストコンピュータ１
０からのリード要求に対しミスヒットとなったときの
動作を示している。即ち、ホストコンピュータ１０から
のリード要求を受けたローカル側のコントローラ１２
−１は自己の不揮発性キャッシュメモリ４８−１のミス
ヒットを判定すると、共用バス１８を経由してリモー
ト側のコントローラ１２−２にメッセージを送り、リモ
ート側の不揮発性キャッシュメモリ４８−２に要求デー
タが存在するか否かの調査を依頼する。

【０１０４】リモート側のコントローラ１２−２は自己
のキャッシュ管理テーブルのハッシュテーブルを参照
し、もし要求データが存在すればヒット応答と要求デー
タが存在するアドレスをローカル側のコントローラ１２
−１に通知する。これに基づき、ローカル側のコントロ
ーラ１２−１はリモート側の不揮発性キャッシュメモリ
４８−２から要求データを読み出してホストコンピュ
ータ１０に転送する。

【０１０５】尚、図１１にあっては、リモート側の不揮
発性キャッシュメモリ４８−２から読み出した要求デー
タをコントローラ１２−２から直接ホストコンピュー
タ１０にデータ転送しているが、共用バス１８からロー
カル側のコントローラ１２−１を経由してホストコンピ
ュータ１０にデータ転送をすることもできる。しかし、
リモート側のコントローラ１２−２から直接転送した方
が、新たなホストコンピュータ１０とコントローラ１２
−２との間のチャネル結合を考慮しても高速に処理でき
る。

【０１０６】再び図９を参照するに、ステップＳ２でラ
イト要求を判別した場合にはステップＳ１０に進み、ロ
ーカル側のキャッシュメモリ４８−１に対してのみライ
トデータを転送して書き込み、ステップＳ１１でライト
終了応答を返す。例えば図１２に示すように、ホストコ
ンピュータ１０からコントローラ１２−１に対しライト
要求が行われたときには、自己のキャッシュ管理テーブ
ルを更新して格納領域を確保し、ライトデータを不揮
発性キャッシュメモリ４８−１に転送して書き込む。こ
の段階ではディスク装置３０に対する書込みは行わず、
その後のライトバック処理で書き込む。

【０１０７】図１０のフローチャートは性能重視モード
におけるライトバック処理を示す。このライトバック処
理にあっては、ステップＳ１でアイドル状態を判別する
と、ステップＳ２でライトバック条件の成立の有無をチ
ェックし、ライトバックがスケジュールされた条件成立
であるとステップＳ５に進み、図１２のに示すよう
に、ローカル側の不揮発性キャッシュメモリ４８−１か
らライトバック対象データを読み出してディスク装置３
０に書き込み、ステップＳ４でライトバックが済んだキ
ャッシュブロックをキャッシュ管理テーブルから削除す
るキャッシュ無効化を行う。５．平均モードのキャッシュ制御この平均モードで使用する各系統のキャッシュメモリ
は、共に不揮発性キャッシュメモリとする必要がある。
平均モードは信頼性重視モードと性能重視モードの混合
型となる。

【０１０８】概略的には、リード要求に対するミスヒッ
ト時のステージングはローカル側のキャッシュメモリに
対してのみ行い、これは性能重視型と同じである。また
ライト要求に対するライトデータの書込みはローカル側
およびリモート側の両方のキャッシュメモリに対して行
い、キャッシュメモリに同一データを格納した二重化を
図る。これは性能重視モードと同じである。

【０１０９】このような信頼性重視モードと性能重視モ
ードの混合型である平均モードのキャッシュ制御にあっ
ては、ライト要求が少なくリード要求の多い環境では、
キャッシュメモリの容量は性能重視モードと同様に２台
のキャッシュメモリを設けたことで２倍となる。またラ
イト要求が多く発行されリード要求の少ない環境では、
信頼性重視モードと同様に片側データの送出時でもデー
タを保障することができる。

【０１１０】図１３のフローチャートは平均モードにお
ける処理動作を示している。まずステップＳ１でホスト
コンピュータ１０からのアクセス要求があるとステップ
Ｓ２でアクセスモードを判別し、リード要求であればス
テップＳ３で自己のキャッシュメモリ４８−１、即ちロ
ーカル側のキャッシュメモリ４８−１に要求データが存
在するか否かのヒット判定を行う。

【０１１１】キャッシュヒットが得られると、ステップ
Ｓ４で要求データを読み出してホストコンピュータ１０
に転送する。ローカル側のキャッシュメモリ４８−１が
ミスヒットとなった場合には、ステップＳ５でリモート
側のコントローラ１２−２へ共用バス１８を経由してキ
ャッシュ処理を依頼する。このキャッシュ処理の依頼を
受けたリモート側のコントローラ１２−２より、リモー
ト側のキャッシュメモリ４８−２でのキャッシュヒット
および要求データのアドレスを示す応答を受けると、リ
モート側のキャッシュメモリ４８−２より要求データを
読み出して、ステップＳ８でホストへのデータ転送を行
う。

【０１１２】一方、ステップＳ６でリモート側よりミス
ヒットの応答を受けた場合には、ステップＳ７でディス
ク装置３０からローカル側のキャッシュメモリ４８−１
に対するステージングを行った後、ステップＳ８でホス
トコンピュータ１０へデータを転送する。これら一連の
リード処理を終了すると、ステップＳ９でリード終了応
答を返す。

【０１１３】一方、ステップＳ２でアクセス要求を受け
たローカル側のコントローラ１２−２がライト要求を判
別した場合には、ステップＳ１０でリモート側のコント
ローラ１２−２に共用バスを経由してメッセージを送っ
てライトデータの転送を通知する。この通知を受けて、
リモート側のコントローラ１２−２はキャッシュ管理テ
ーブルを更新してライトデータを書き込むための領域を
確保し、ローカル側にレディ応答を返す。

【０１１４】ステップＳ１０でリモート側よりレディ応
答があると、ステップＳ１２でローカル側のコントロー
ラ１２−１は自己のキャッシュメモリ４８−１、即ちロ
ーカル側のキャッシュメモリ４８−１にライトデータを
転送して書き込み、またステップＳ３でリモート側のキ
ャッシュメモリに共用バスを経由してライトデータを転
送して書き込ませる。

【０１１５】最終的にローカル側およびリモート側のキ
ャッシュメモリ４８−１，４８−２１に対する書込みが
終了すると、ステップＳ１２でライト終了応答を返す。
このようなライト処理によりローカル側およびリモート
側のキャッシュメモリ４８−１，４８−２に同一データ
が書き込まれることになる。図１４は平均モードにおけ
るライトバック処理を示したもので、図６に示した信頼
性重視モードのライトバック処理と同じである。

【０１１６】即ち、ライトバック対象となったローカル
側のキャッシュメモリ４８−１のダーティデータをディ
スク装置３０に書き込むライトバック処理を行い、ライ
トバックが済んでからローカル側のキャッシュメモリ４
８−１からライトバック済みデータを削除するキャッシ
ュ無効化を行い、更に共用バス１８でリモート側にメッ
セージを送って、リモート側のキャッシュメモリ４８−
２ライトバック済みのデータを削除するキャッシュ無効
化を行わせる。６．第２発明の全体機能図１５は図２に示したディスクアレイを対象とした第２
発明によるキャッシュ制御の機能を示し、図２のコント
ローラ１２−１側を代表して示している。

【０１１７】コントローラ１２−１にはキャッシュ制御
部４６、不揮発性キャッシュメモリを用いたキャッシュ
メモリ４８、キャッシュ管理テーブル５０およびディス
クアレイ制御部５２が設けられている。キャッシュ制御
部４６にはリードキャッシュ制御部４６−１，ライトキ
ャッシュ制御部４６−２およびライトバック制御部４５
の各機能が設けられる。

【０１１８】キャッシュ管理テーブル５０はハッシュテ
ーブル６０，ＬＲＵテーブル６２および空スペース管理
テーブル６４で構成される。ディスクアレイ制御部５２
には、この実施例にあってはＲＡＩＤ０，ＲＡＩＤ１，
ＲＡＩＤ３およびＲＡＩＤの形態をもつ動作機能が予め
設けられている。ＲＡＩＤの動作形態の指定はホストコ
ンピュータ１０からの指示で論理的に行うことができ
る。

【０１１９】ディスクアレイ２８は図２に示したハード
ウェア構成に対応するものであり、縦方向の並びをラン
クと読んでランク番号Ｒ０〜Ｒ３で示し、横方向の並び
をポートと読んでポート番号Ｐ０〜Ｐ５で示している。
図１６は図１５のキャッシュメモリ４８の構造を示す。
キャッシュメモリ４８はデータアクセスの最小単位であ
るキャッシュブロック５４から構成されている。キャッ
シュブロック５４のサイズは、右側に取り出して示すよ
うにホストコンピュータ１０がアクセスする最小単位で
あるホストブロック（論理ブロック）の整数倍となる。

【０１２０】図１６にあっては、ホストブロック５４の
４倍にキャッシュブロック５４を設定した場合を示して
いる。このキャッシュブロック５４のサイズ設定は通
常、システム側で行われ、ユーザは介在しない。図１７
はディスク装置３０のデータブロックに対するホストブ
ロックとの関係を示している。ディスクアレイシステム
におけるディスク装置３０のフォーマットは固定長ブロ
ック形式（ＦＢＡ）を採用しており、デコード長が可変
のカウントキーデータ形式（ＣＫＤ）はデータのストラ
イピングやパリティの生成が複雑になることから採用し
ない。

【０１２１】磁気ディスク３０の中に示す両側のインデ
ックスで挟まれた各セクタを構成する固定長データブロ
ック５８は、通常、５１２バイトとなる。ホストブロッ
ク５６はディスク装置３０の固定長データブロック５８
の整数倍となり、この例ではホストブロック５６はデー
タブロック５８の４倍であることから２，０４８バイト
となる。

【０１２２】図１８は図１５のキャッシュ管理テーブル
５０に設けたハッシュテーブル６０の構造を示す。ハッ
シュテーブル６０はハッシュエントリ６６とハッシュエ
ントリで指定される登録データ６８で構成される。ハッ
シュエントリ６６はホストコンピュータ１０からのアク
セス要求で得られたデバイス情報をハッシュパラメータ
として計算したエントリ値（ハッシュアドレス）で指定
され、指定されたハッシュエントリにキャッシュメモリ
上に存在するキャッシュブロックＣＢの登録状態が登録
データ６８として図示のように登録されている。

【０１２３】このハッシュテーブル６０はホストコンピ
ュータから要求のあったホストブロックがキャッシュメ
モリ上に存在しているかどうかの判定、即ちヒット／ミ
スヒット判定に主に使用される。図１９は図１５のキャ
ッシュ管理テーブル５０に設けたＬＲＵテーブル６２を
示している。ＬＲＵテーブル６２はキャッシュメモリ４
８上に格納されたキャッシュブロックをアクセス順にリ
ンクしている。

【０１２４】例えば新たなキャッシュブロックの書込み
が行われると、ＬＲＵテーブル６２の先頭に最新に使用
されたキャッシュブロックとしてリンクする。またキャ
ッシュブロック上に存在する任意のキャッシュブロック
がリード要求に対し読み出された場合にも、最新に使用
されたキャッシュブロックとしてＬＲＵテーブル６２の
先頭にリンクされる。

【０１２５】このようなＬＲＵテーブル６２はキャッシ
ュメモリ４８上に存在するデータの追出しと、ディスク
装置にキャッシュメモリ上のデータを書き込むライトバ
ック制御に使用される。即ち、ＬＲＵテーブル６２の最
後にキャッシュメモリ４８上に存在している時間が最も
長い、長時間アクセスされていないキャッシュブロック
がリンクされていることから、この最後にリンクされた
キャッシュブロックが次に追い出されるキャッシュブロ
ックの候補となる。

【０１２６】また追出し候補となったキャッシュブロッ
クがディスク装置への書込みが済んでいないデータ所謂
ダーティデータであった場合には、ディスク装置に書き
戻すライトバック処理がスケジュールされ、ライトバッ
ク後に追出しを行うことになる。７．キャッシュ空スペースの確保図２０はキャッシュメモリ４８におけるキャッシュブロ
ックの使用状態の一例を示している。

【０１２７】キャッシュメモリ４８において、キャッシ
ュブロックＲはライトバックによりディスク装置に同一
データが格納されているブロックを示す。キャッシュブ
ロックＷはキャッシュメモリ４８上で書込処理は行われ
たがライトバックが済んでおらず、ディスク装置に同一
データが存在しないダーティデータが存在するブロック
を示す。また「空」は未使用のキャッシュブロックであ
る。

【０１２８】ディスクキャッシュ制御にあっては、ホス
トコンピュータ１０からキャッシュメモリ４８上に存在
しないデータに対してのリード要求またはライト要求が
指示された場合、未使用の空間から新たなキャッシュブ
ロックを割り当てて、リード要求に伴ってディスク装置
３０からステージングされたデータあるいはホストコン
ピュータから受領したライトデータを書き込む。

【０１２９】図２０のキャッシュメモリ４８における未
使用の空キャッシュブロックの空間は、図２１に示す空
スペース管理テーブル６４により管理される。空スペー
ス管理テーブル６４は空キャッシュブロックの数をエン
トリ番号１，２，３，・・・Ｎとし、各エントリ番号ご
とに連続する空ブロックの先頭のブロック情報を登録し
ている。なお、テーブル内容は説明の都合上示したもの
で、実際には設けられない。

【０１３０】ここで図２０のキャッシュブロック４８に
おけるＸ方向のアドレスをＸ＝００〜０７、Ｙ方向のア
ドレスをＹ＝００〜ｎで表すと、空スペース管理テーブ
ル６４における先頭ブロックのアドレスは「ＣＢＸＹ」
で示される。例えば空スペース管理テーブル６４の空ブ
ロック数１個を示すエントリ１には、図２０のキャッシ
ュメモリ４８におけるブロックアドレスＣＢ0103，ＣＢ
0004の２つの空ブロックが登録されている。空ブロック
２個分を示すエントリ番号２については、２個空ブロッ
クが連続した先頭ブロックのアドレスＣＢ0102が登録さ
れている。

【０１３１】このような空スペース管理テーブル６４を
設けることで、新たなキャッシュブロックの割当要求に
対してはなるべく物理的に連続したキャッシュブロック
を割り当てている。更に空スペース管理テーブル６４で
管理されるキャッシュメモリ４８の空スペースは、常に
一定量が残るように管理される。

【０１３２】即ち、キャッシュメモリ４８の空スペース
の残り容量が規定値以下になるような状況が発生する
と、図１９に示したＬＲＵテーブル６２を参照してキャ
ッシュメモリ上の有効データを追い出すためのスケジュ
ールが行われる。この追出し対象となったキャッシュブ
ロックにつき、ディスク装置にも同一データが存在する
キャッシュブロックＲの部分については、図１８に示し
たハッシュテーブル６０からの登録を抹消するキャッシ
ュ無効化を行う。一方、ディスク装置にデータが存在し
ないダーティデータのキャッシュブロックＷの部分につ
いては、ディスク装置へのライトバックがスケジュール
される。

【０１３３】このようなキャッシュメモリ４８の残り容
量を規定値以上に保つ処理により、常にキャッシュメモ
リ上に規定の空き空間が準備されており、従って新たな
データ書込みを伴うリード要求およびライト要求に対
し、直ちに処理を開始することができる。８．ＲＡＩＤ動作形態の制御図１５に示したディスクアレイ制御部５２はホストコン
ピュータ１０からの論理デバイスの指定に基づき、ＲＡ
ＩＤ０，１，３または５のいずれかの形態のアクセス動
作をディスクアレイ２８に対し実行する。

【０１３４】図２２はランク数４，ポート数６のディス
クアレイ２８に対するホストコンピュータが指定する論
理デバイス番号と、ＲＡＩＤ動作のためのディスク装置
の形態を示している。まずランクＲ０に設けられた６台
のディスク装置の内、ポートＰｏ〜Ｐ４の５台がホスト
コンピュータ１０における論理デバイス番号０で指定さ
れ、ＲＡＩＤ３の動作形態をとる。この内、ポートＰ０
〜Ｐ３のディスク装置はデータ用であり、ポートＰ４の
ディスク装置がパリティ用に固定的に決められる。

【０１３５】尚、ランクＲ０のポートＰ５のディスク装
置は予備機として設けられたホットスペアＨＳに割り当
てられる。次のランクＲ１のポートＰ０〜Ｐ５の５台の
ディスク装置はホストコンピュータ１０における論理デ
バイス番号１で指定され、ＲＡＩＤ５の動作形態をと
る。ＲＡＩＤ５の動作形態にあっては、ポートＰ０〜Ｐ
４の中の４台のディスク装置がデータ用、１台がパリテ
ィ用となる。パリティ用のディスク装置はセクタ位置が
替わるごとに循環する。

【０１３６】ランクＲ２のポートＰ０，Ｐ１およびポー
トＰ２，Ｐ３に設けられた２台を１組としたディスク装
置は、ホストコンピュータ１０における論理デバイス番
号２，３で各々指定され、ＲＡＩＤ１の動作形態、即ち
２台のディスク装置に同一データを格納したミラーディ
スクとしての動作形態をもつ。更にランクＲ３のポート
Ｐ０〜Ｐ３に設けた４台のディスク装置はホストコンピ
ュータ１０における論理デバイス番号４で指定され、Ｒ
ＡＩＤ０の動作形態をとる。即ち、データをストライピ
ングして並列的に書き込む動作は論理デバイス番号０の
ＲＡＩＤ３の動作形態と同じであるが、冗長性を確保す
るためのパリティディスクを備えていない。

【０１３７】図２３はＲＡＩＤ３の動作形態におけるキ
ャッシュブロック，ストライピングおよびディスク格納
状態を示している。まずキャッシュブロック５４は、こ
の例では４つのホストブロックＬ０〜Ｌ３で構成されて
いる。ＲＡＩＤ３の動作モードでディスク装置３０−０
０〜３０−０４に書き込むために、例えばホストブロッ
クＬ０について取り出して示すように、所定数の固定長
データブロックのサイズで１６分割したバイトデータＬ
０−１〜Ｌ０−１６にストライピングする。

【０１３８】このようなストライピングデータについ
て、データ用のディスク装置３０−００〜３０−０３の
台数４台に対応したストライピングデータ単位にパリテ
ィを計算する。そして４つのストライピングデータに計
算したパリティを加えた５つのバイトデータを、５台の
磁気ディスク装置３０−００〜３０−０４に並列的に書
き込む。

【０１３９】図２４はＲＡＩＤ５の動作形態におけるキ
ャッシュブロック，データストライピングおよびディス
クアレイ格納状態を示している。この例では説明を簡単
にするため、ディスクアレイ２８に並列書込みされるホ
ストブロック数にキャッシュブロックのサイズを一致さ
せている。キャッシュメモリ４８上には並列書込み可能
なデバイス、即ちディスク装置３０−００〜３０−０３
の４台に対応したホストブロック数４のサイズをもつキ
ャッシュブロック５４−１〜５４−４が設けられ、図示
のように連続するキャッシュブロック５４−１〜５４−
４に、同じく連続するホストブロックＬ０〜Ｌ１５が格
納されていたとする。

【０１４０】このような場合には、例えばキャッシュブ
ロック５４−１を取り出し、キャッシュブロック５４−
１を構成する４つのホストブロックＬ０〜Ｌ３からパリ
ティを計算し、ホストブロックＬ０〜Ｌ３にパリティＰ
１を加えた５つのデータを並列的にディスク装置３０−
００〜３０−０４に書き込む。通常、ＲＡＩＤ５の動作
形態にあっては、データ長の短いホストブロック１個単
位のアクセスが行われる。この通常のＲＡＩＤ５の動作
形態における書込みは、例えば図示のようにディスクア
レイ２８側にホストブロックＬ０〜Ｌ３およびパリティ
Ｐ１が格納されている状態で、新たに論理ブロックＬ０
のみを書き込む場合には、次のようなリードモディファ
イライトを実行する。

【０１４１】まずディスク装置３０−００および３０−
０４により旧ブロックＬ０と旧パリティＰ１を読み出
す。これを（Ｌ０）old ，（Ｐ１）old とする。続いて
中間パリティ（Ｐ１）int を（Ｐ１）int ＝（Ｐ１）old ＋（Ｌ０）old として、排他論理和を求める。続いて中間パリティ（Ｐ
１）int と新ブロック（Ｌ０）new から新パリティ（Ｐ
１）new を（Ｐ１）new ＝（Ｐ１）int ＋（Ｌ１）new として求める。新ブロック（Ｌ０）new と計算で求めた
新パリティ（Ｐ１）newをディスク装置３０−００，３
０−０４に対し並列的に書き込む。

【０１４２】このようなＲＡＩＤ５の動作形態における
並列書込み可能なディスク台数以下のホストブロックの
書込みについては、旧パリティと旧データの読出しを伴
うことからディスク２．５回転分の処理時間がかかり、
これがライトペナルティとなる。第２発明にあっては、
ＲＡＩＤ５の動作形態にあっても可能な限りＲＡＩＤ３
の動作形態によるディスクアレイに対するライトアクセ
スを行って、ライトペナルティの低減を図る。

【０１４３】図２５はＲＡＩＤ１の動作形態におけるキ
ャッシュブロックとディスク格納状態を示している。Ｒ
ＡＩＤ１は２台のディスク装置３０−２０，３０−２１
に同一データを書き込むミラーディスクとしての使い方
であり、キャッシュブロック５４からホストブロックＬ
０〜Ｌ３ごとに順次取り出してディスク装置３０−２
０，３０−２１のそれぞれに並列的に書き込む。

【０１４４】図２６はパリティディスクをもたないＲＡ
ＩＤ０の動作形態のキャッシュブロック，ストライピン
グおよびディスク格納状態を示す。尚、図２４のＲＡＩ
Ｄ５の場合と同様、説明を簡単にするため、４台の磁気
ディスク装置３０−３０〜３０−３４に並列書込みする
論理ブロック数４に一致するキャッシュブロックのサイ
ズとした場合を例にとっている。

【０１４５】このＲＡＩＤ０の動作形態では、キャッシ
ュブロック５４を構成する４つのホストブロックＬ０〜
Ｌ３を、４台のディスク装置３０−３０〜３０−３４の
それぞれに割り当てて並列的に書き込み、この場合にパ
リティディスクはもたないことから、パリティの計算は
行わない。９．ステージング処理の高速化ディスクキャッシュ制御にあっては、ホストコンピュー
タ１０からのリード要求に対しキャッシュメモリ４８上
に要求データが存在せずにミスヒットとなった場合に
は、ディスク装置から要求データを読み出してキャッシ
ュメモリ上に書き込むステージングを行う。

【０１４６】本発明にあっては、ＲＡＩＤ０，１，３お
よび５のいずれの動作形態にあっても、ディスクアレイ
２８の同時アクセス可能な全ディスク装置からの並列リ
ードによるステージングで要求データのキャッシュブロ
ックに対するステージングを高速で行う。図２８はＲＡ
ＩＤ５の動作形態を例にとった本発明のステージングを
示している。いま１６ホストブロックのサイズをもつキ
ャッシュブロック５４−１がキャッシュメモリ４８上に
展開されており、このキャッシュブロック５４−１のう
ちの最後の２つのホストブロックＬ１４，Ｌ１５のみが
有効データであり、またホストブロックＬ１４，Ｌ１５
はディスク装置への書込みが済んでいないダーティデー
タであったとする。

【０１４７】ここで、ホストコンピュータ１０より論理
ブロックＬ４〜Ｌ７を指定したリード要求がホストコ
ンピュータから行われたとする。このリード要求に対
し、キャッシュメモリ上に要求データが存在しないこと
からミスヒットとなり、ステージングを行う。ステージ
ングはキャッシュブロック５４−２に示すように、ディ
スクアレイ２８のディスク装置３０−１０〜３０−１
２，３０−１４の４台をアクセスしてホストブロックＬ
４〜Ｌ７をリードしてキャッシュブロック５４−２上に
書き込み、ステージングが完了するとヒット状態となる
ことから、要求データをホストコンピュータ１０に転送
する。

【０１４８】このようなステージングが終了した後に本
発明にあっては、それ以降のアクセス要求に対するキャ
ッシュメモリのヒット効率を向上してキャッシュ効果を
最大限に発揮するため、プリフェッチ動作を行う。即
ち、キャッシュブロック５４−３に示すように、ステー
ジングが済んだホストブロックＬ４〜Ｌ７に後続する並
列アクセス可能なディスク数４に一致する４つのホスト
ブロックＬ８〜Ｌ１１をディスク装置３０−１０，３０
−１１，３０−１３，３０−１４から読み出してプリフ
ェッチする。

【０１４９】ＲＡＩＤ５にあっては、基本的にはリード
転送速度はデバイス速度以上は出ることがなく、またス
テージング速度がＲＡＩＤ３より遅く、少量データのリ
ード処理が中心になることから、プリフェッチ量は次の
パリティグループまでとする。ここで、パリティグルー
プとはパリティディスクを同一とする各ディスク装置の
データブロックを意味する。例えば、図２７（Ｅ）にお
けるデータブロックＬ０〜Ｌ３，Ｌ４〜Ｌ７などのこと
を意味する。

【０１５０】このようにＲＡＩＤ５にあっては、プリフ
ェッチ量は次のパリティグループまでとなるが、キャッ
シュブロックサイズをパリティグループのデータブロッ
クサイズと同一になるようにストライピングを行えば、
即ち図２４に示したストライピングを行えばキャッシュ
ブロックの中にステージングしたデータブロックに続く
キャッシュブロックの最後までのデータブロックがプリ
フェッチ量となり、このプリフェッチをステージングに
含めてＲＡＩＤ３的なステージングが可能となる。

【０１５１】一方、ＲＡＩＤでは図２３に示したよう
に、１つのホストブロックが各ディスク装置に分散して
格納されており、ステージングが高速にできること、お
よび大容量のデータが要求される場合が多いことを考慮
し、アクセス要求が行われたステージングデータを含む
キャッシュブロックの最後までのデータブロックをプリ
フェッチする。

【０１５２】再び図２７を参照するに、キャッシュブロ
ック５４−３に召すステージングしたホストブロックＬ
４〜Ｌ７に続くブロックＬ８〜Ｌ１１をプリフェッチし
た状態にあっても、キャッシュブロック上の有効データ
は２箇所に分散している。このようなステージングに伴
うプリフェッチ後の状態でキャッシュブロック上の有効
データが分散している場合には、キャッシュブロック５
４−４に示すようにホストブロックＬ１２，Ｌ１３に対
応するデータブロックをディスクアレイ２８のディスク
装置３０−１２，３０−１３から読み出して内部的にス
テージングし、キャッシュブロック上で有効データを連
続データとする。

【０１５３】このようにキャッシュブロック上の有効デ
ータを連続データとすることで、キャッシュブロック上
での以後のデータ管理を容易にする。例えば、キャッシ
ュブロック上で有効データが複数箇所に分散して存在し
ていたとすると、最終的には分散した各ホストブロック
に対応したマップ管理が要求される。これに対し、キャ
ッシュブロック上に連続した領域を有効データとするこ
とで、有効データの一部が書き替えられた際のライトバ
ック処理において、ＲＡＩＤ３的な並列書込みによる高
速化を図ることができる。

【０１５４】１０．大量シーケンシャルデータの追出し
促進一般にキャッシュ制御にあっては、キャッシュメモリ４
８上の同一データを頻繁にリードするとキャッシュ効果
を発揮することができる。これに対し、ホストコンピュ
ータ１０がキャッシュメモリ４８上に存在しない大量デ
ータのリード要求を行ったとき、ミスヒットに伴ってデ
ィスクアレイ２８から要求された大量データをキャッシ
ュメモリ４８上にステージングしてホストコンピュータ
１０に転送するようになる。

【０１５５】このようにステージングされた大量のデー
タがその後、参照されないにも関わらず、そのままキャ
ッシュメモリ４８上に残されていると、キャッシュスペ
ースが有効に利用されず、ヒット効率が低下することに
なる。しかしながらＬＲＵテーブル６２を用いたキャッ
シュメモリ４８の管理では、一度しか参照されなかった
大量データであっても直ちに無効化することはできな
い。

【０１５６】そこで本発明のディスクキャッシュ装置に
あっては、ホストコンピュータ１０からの一定量を越え
るデータのリード要求に伴って大量データのステージン
グが行われた場合には、本来、ＬＲＵテーブル６２の先
頭にステージングされたキャッシュブロックを登録すべ
きところ、ＬＲＵテーブル６２の終端側に近い位置にス
テージングされた大量データのキャッシュブロックを登
録する。

【０１５７】図２９のフローチャートは大量データのス
テージング処理を示す。まずステップＳ１でホストコン
ピュータ１０からのリード要求に伴うミスヒットでディ
スクアレイ２８側からのステージングが行われたなら
ば、ステップＳ２で、ステージングされたデータ量が所
定値例えば１００キャッシュブロック以上か否かチェッ
クする。

【０１５８】１００キャッシュブロック未満であれば通
常通り、ステップＳ３でＬＲＵテーブル６２の先頭に登
録する。一方、１００キャッシュブロック以上であった
場合には、ステップＳ４でＬＲＵテーブル６２の終端側
の近くに登録する。このようなステージングされた大量
データについて、ＬＲＵテーブル６２の終端側に強制的
に登録することで、一度しか参照されないステージング
された大量データは比較的短い時間の経過後にハッシュ
テーブル６０から削除されて追い出されることになり、
キャッシュスペースが不要に占有されてしまうことを防
止できる。１１．パリティデータのステージング本発明のディスクキャッシュ装置におけるＲＡＩＤ５の
動作状態において、原則的にはキャッシュメモリ４８上
にパリティデータのステージングは行っていない。しか
しながらＲＡＩＤ５の動作状態にあっては、ディスクア
レイに対する書込時に新パリティを計算するためにディ
スクアレイ２８から旧データおよび旧パリティを読み出
す処理を必要とするため、処理時間が長くなるライトペ
ナルティをもつ。

【０１５９】そこで本発明のステージング処理の他の実
施例にあっては、オプション指定によりパリティデータ
のステージングを可能とする。図３０のフローチャート
はパリティデータのステージングを可能とする本発明の
ステージング処理の他の実施例を示す。このステージン
グ処理にあっては、ホストコンピュータ１０からのリー
ド要求に対するキャッシュメモリ４８のミスヒットでス
テージング処理が起動されると、まずステップＳ１で動
作形態がＲＡＩＤであり且つパリティデータのステージ
ングがオプション指定されているか否かチェックする。

【０１６０】パリティデータのステージングを行わせる
オプション指定は、ホストコンピュータ１０からのコマ
ンドあるいはメンテナンス端末からの指示によりセット
される。ステップＳ１でパリティデータのステージング
を示すオプション指定が有効であるとステップＳ２に進
み、パリティデータを含むデータをディスクアレイ２８
からキャッシュメモリ４８上にステージングする。ステ
ップＳ１でオプション指定がなければステップＳ３に進
み、通常のパリティを含まないデータのディスクアレイ
２８からのステージングを行う。

【０１６１】図３１はパリティデータをステージングし
ない場合とステージングした場合のライトバック処理を
対比して示す。図３１（Ａ）はパリティデータをステー
ジングしていない場合であり、キャッシュブロック５４
−１０のホストブロックＬ１のみが有効データであった
とする。

【０１６２】このキャッシュブロック５４−１０の有効
データであるホストブロックＬ１をディスクアレイ２８
にライトバックする場合には、図２４のＲＡＩＤ５にお
けるディスク書込みに示したようにディスク装置３０−
１１から対応する旧データを読み出し、またディスク装
置３０−１４から旧パリティを読み出し、中間パリティ
を生成した後に新データから新パリティを作成し、最終
的にディスク装置３０−１１，３０−１４に新データと
新パリティを書き込む処理を必要とする。

【０１６３】このため、キャッシュブロック５４−１０
上の有効ブロックＬ１をディスクアレイ２８に書き込む
ためにはディスク装置の２．５回転分の時間が必要とな
る。これに対し図３１（Ｂ）に示すキャッシュブロック
５４−１０上にパリティデータＰ１をステージングして
いた場合には、有効ブロックＬ１の更新に際しキャッシ
ュブロック５４−２０上で新たなパリティデータＰ１を
計算でき、ディスクアレイ２８側をリードアクセスする
ことなく直接、更新ブロックＬ１と新パリティデータＰ
１をディスク装置３０−１１，３０−１４に書き込むこ
とができる。

【０１６４】このため、ライトバック処理はディスク装
置１．５回転分の時間で済み、通常のＲＡＩＤ５の動作
状態のディスク書込み処理におけるライトペナルティは
発生しない。勿論、パリティデータをキャッシュメモリ
４８にステージングした場合には、その分だけキャッシ
ュメモリ４８の有効利用領域が低減することになる。１２．ライトバックデータの並び替えによる最適化図２２の空スペース管理テーブル６４で説明したよう
に、キャッシュメモリ４８上の空スペースが一定値以下
になった場合は、図１９に示すＬＲＵテーブル６２を参
照し、使用されずに最も長い期間格納されているキャッ
シュブロックを追い出すためのライトバック処理がスケ
ジュールされる。

【０１６５】図３２はライトバック処理がスケジュール
される際のキャッシュブロック６２の一例を示してい
る。通常のキャッシュ制御にあっては、ＬＲＵテーブル
６２の最後にリンクされているキャッシュブロックＣＢ
−ｆをライトバック対象とするスケジュールを行う。こ
れに対し本発明のキャッシュ制御にあっては、ライトバ
ック条件が成立したとき、即ちキャッシュメモリ４８の
空ブロック数が規定の閾値以下となったときには、ＬＲ
Ｕテーブル６２の最後のキャッシュブロックから所定ブ
ロック数αだけ遡った範囲をライトバック対象範囲６８
として指定するスケジュールを行う。

【０１６６】この場合にはキャッシュブロックＣＢ−ａ
〜ＣＢ−ｆの６つがライトバック対象範囲６８に含まれ
るように指定される。ここでライトバック対象範囲６８
に含まれる斜線で示すキャッシュブロックＣＢ−ｂ，Ｃ
Ｂ−ｅ，ＣＢ−ｆの３つが、図３３に示すホストブロッ
クを含んでいたとする。即ち、キャッシュブロックＣＢ
−ｂはホストブロックＬ４〜Ｌ７の対応データを含み、
キャッシュブロックＣＢ−ｅはホストブロックＬ８〜Ｌ
１１の対応データを含み、キャッシュブロックＣＢ−ｆ
はホストブロックＬ０〜Ｌ３の対応データを含んでいた
とする。

【０１６７】このようなホストブロック対応データを見
ると、キャッシュブロックＣＢ−ｆ，ＣＢ−ｂ，ＣＢ−
ｅの順番に並び替えることで、ホストブロックＬ０〜Ｌ
１１の対応データを連続データとすることができる。ホ
ストブロック対応データを連続データとするライトバッ
ク対象範囲６８に含まれるキャッシュブロックの並び替
えを行った場合には、ディスクアレイ２８に各キャッシ
ュブロックをライトバックする際にＲＡＩＤ３的な並列
書込みを高速で実行できる。

【０１６８】即ち、キャッシュブロックＣＢ−ｆ，ＣＢ
−ｂ，ＣＢ−ｅに含まれる４つの論理ブロック対応デー
タのそれぞれからパリティＰ１，Ｐ２，Ｐ３を計算し、
順番に４つのデータとパリティを並列的にディスクアレ
イ２８のディスク装置３０−１１〜３０−１４に連続的
に書き込む高速ライトバック処理が達成できる。このよ
うなライトバック対象範囲６８に含まれるキャッシュブ
ロックの論理ブロック対応データを連続するような並び
替えによるライトバックが完了すると、図３２に示した
ＬＲＵテーブル６２は図３４の状態となる。

【０１６９】図３５のフローチャートはキャッシュブロ
ックの並び替えを伴うライトバックのスケジュールが行
われるライト処理を示し、図２８のステップＳ１３に示
したライト処理の詳細を示すことになる。まずステップ
Ｓ１でホストコンピュータ１０からのライト要求に伴っ
て、ライトキャッシュ制御部４６−２でキャッシュメモ
リ４８上に確保された８ブロックに対しライトデータを
書き込む。

【０１７０】ライトデータの書込みが済むと、ステップ
Ｓ２で図２２に示した空スペース管理テーブル６４を参
照してキャッシュメモリ４８の空ブロック数を求め、空
ブロック数が予め定めた閾値以下か否かチェックする。
閾値以下であればステップＳ３に進み、図３２に示した
ようにＬＲＵテーブル６２の末尾から遡った所定数αの
ブロックを含む範囲をライトバック対象範囲６８として
指定する。

【０１７１】ライトバック対象範囲６８に含まれるキャ
ッシュブロックがディスクアレイ２８への書込みが済ん
でいないライトバック対象となるダーティデータか、既
にディスクアレイ２８への書込みが済んでいるライトバ
ック対象から除外される非ダーティデータか否かチェッ
クする。もしライトバック対象範囲６８に非ダーティデ
ータのキャッシュブロックが含まれていれば、ステップ
Ｓ５で非ダーティデータのキャッシュブロックをハッシ
ュテーブル６０から削除してキャッシュ無効化を行う。

【０１７２】続いてステップＳ６でライトバック対象と
なるダーティデータのキャッシュブロックの有無をチェ
ックし、ダーティデータのキャッシュブロックが存在す
ると、ステップＳ７でライトバックをスケジュールす
る。このライトバックのスケジュールにあっては、図３
２，図３３に示したようにライトバック対象範囲６８に
含まれるキャッシュブロックについて、もし可能であれ
ばホストブロックに対応するデータが連続データとなる
ようにキャッシュブロックの並び替えを行った後にライ
トバック対象としてスケジュールする。

【０１７３】尚、ライトバック処理のスケジュールは図
３５に示すライト処理の完了時のみならず、図２８に示
したリード要求でキャッシュメモリがミスヒットとなっ
たときのディスクアレイからのステージング終了時につ
いても同様にスケジュールされることになる。１３．ライトバック処理の最適化図３６はＲＡＩＤ５の動作形態におけるライトバック処
理の一例を示している。ここでキャッシュブロック５４
のサイズは１６ホストブロックであり、ホストブロック
Ｌ０〜Ｌ１５に対応するデータを格納することができ、
この内、ホストブロックＬ２〜Ｌ９に対応するデータが
有効データとして書き込まれ、ライトバック対象データ
７５となっている。

【０１７４】一方、ディスクアレイ２８側はディスク装
置３０−１０〜３０−１４のそれぞれは１ホストブロッ
クのサイズに相当するセクタ単位にデータを読み書きし
ており、同時並列的には４つのホストブロックをアクセ
スすることができる。キャッシュブロック５４のライト
バック対象データ７５に含まれるホストブロックＬ２〜
Ｌ９対応データについて、ディスクアレイ２８のストラ
イピング状態に対応し、先頭のホストブロックＬ２，Ｌ
３と末尾のホストブロックＬ８，Ｌ９の各対応データに
ついてＲＡＩＤ５モードによる書込みを行う。

【０１７５】即ち、対応する旧データおよびパリティデ
ータをディスクアレイ２８から読み出して、書込みを行
う新データを用いて新パリティを計算した後に並列的に
書き込むリードモディファイライトを行う。これに対
し、ディスクアレイ２８の並列書込み可能な４台のディ
スク装置に対応する連続する４つのホストブロックＬ４
〜Ｌ７の対応データについては、ＲＡＩＤ３モードによ
る書込みを行う。即ち、ホストブロックＬ４〜Ｌ７の対
応データからパリティＰ２を計算し、直接ディスクアレ
イ２８に書き込む。

【０１７６】このようなＲＡＩＤ５モードにおけるライ
トバック処理について、通常のＲＡＩＤ５モードに書込
みに加えてＲＡＩＤ３モードによる高速書込みを組み合
わせることで、最適化されたライトバック処理を行うこ
とができる。図３７はＲＡＩＤ５の動作状態におけるラ
イトバック処理において、ライトバック対象データ７５
の中の連続するホストブロック対応データが、ディスク
アレイ２８側の並列書込みディスク台数より僅かに少な
かった場合の最適化処理を示している。

【０１７７】いまキャッシュブロック５４の中にライト
バック対象データ７５としてホストブロックＬ１〜Ｌ１
０の対応データが格納されていたとする。中央のホスト
ブロックＬ４〜Ｌ７の４つのデータについてはＲＡＩＤ
３的な並列アクセスができる。これに対し、左側のホス
トブロックＬ１〜Ｌ３対応データおよび右側のホストブ
ロックＬ８〜Ｌ１１対応データは並列アクセスディスク
台数４台に対し１つホストブロック対応データが少な
い。

【０１７８】このような場合のライトバックにあって
は、キャッシュブロック５４−２に示すようにホストブ
ロックＬ０対応データをディスクアレイ２８のディスク
装置３０−１０からに示すようにリードしてステージ
ングし、またホストブロックＬ１１の対応データについ
てもディスクアレイ２８のディスク装置３０−１４によ
りに示すようにリードしてステージングし、並列アク
セス可能なディスク台数の整数倍となるホストブロック
数の連続データとする。

【０１７９】このようなホストブロックＬ０〜Ｌ１１の
連続対応データがキャッシュブロック５４−２に上に得
られれば、ホストブロックＬ０〜Ｌ３，ホストブロック
Ｌ４〜Ｌ７，ホストブロックＬ８〜Ｌ１１の４つずつに
ストライピングして、それぞれパリティＰ１，Ｐ２，Ｐ
３を求めた後、に示すように並列的にディスクア
レイ２８に書き込むことで、ＲＡＩＤ３的な高速ライト
バック処理を行うことができる。

【０１８０】図３８のフローチャートは図３６，図３７
に示したＲＡＩＤ５のライトバック処理を含む本発明の
キャッシュ制御における全体的なライトバック処理を示
す。まずステップＳ１でコントローラ１２がアイドル状
態か否かチェックし、アイドル状態にないときにはステ
ップＳ１４で要求事項の処理、即ち通常の処理を行って
いる。

【０１８１】アイドル状態が得られるとステップＳ２に
進み、ライトバック処理がスケジュール済み、即ちライ
トバック条件が成立していればステップＳ３に進み、Ｒ
ＡＩＤモードをチェックする。ＲＡＩＤ５モードであれ
ばステップＳ４に進み、図３２，図３３に示したような
ライトバック対象範囲におけるキャッシュブロックの連
続ブロックへの並び替えを行う。なお、この連続ブロッ
クへの並び替えは図３５に示したライト処理の段階にお
けるスケジューリングとして行っておいてもよい。

【０１８２】続いてライトバック対象となった最初のキ
ャッシュブロックを参照し、ディスクアレイ２８側の並
列書込み可能なディスク台数に対応した全台数分のホス
トブロック対応データが有効か否かチェックする。もし
全デバイス分のホストブロック対応データが有効であれ
ばステップＳ６に進み、ＲＡＩＤ３モードによる書込処
理を実行する。即ち、全デバイス分の対応データからパ
リティを計算した後、データおよびパリティを並列的に
同時書込みする。

【０１８３】一方、全デバイス分のキャッシュブロック
対応データが有効でなかった場合には、ステップＳ７で
不足データは１ディスク分か否かチェックする。不足デ
ータが１ディスク分であった場合には、ステップＳ８
で、図３７に示したように不足ブロックに対応するデー
タをディスクアレイからステージングし、ステージング
後にステップＳ６に進んでＲＡＩＤモードでの書込処理
を行う。

【０１８４】ステップＳ７で不足分が２ディスク分以上
であった場合にはステップＳ９に進み、ＲＡＩＤ５モー
ドでの書込処理を行う。即ち、旧データおよび旧パリテ
ィをリードして中間パリティを計算し、更に新データか
ら新パリティを計算し、新データおよび新パリティを並
列的にディスクアレイに対し同時書込みする。ステップ
Ｓ６またはステップＳ９の書込処理が済むと、ステップ
Ｓ１０でライトバック対象となっているキャッシュブロ
ックの全ブロックの処理が終了したか否かチェックし、
終了していなければステップＳ４に戻り、同様な処理を
繰り返し、終了していればステップＳ１で再び待機状態
となる。

【０１８５】一方、ステップＳ３でＲＡＩＤ３の動作モ
ードが判別された場合にはステップＳ１１に進み、図２
３に示したストライピングおよび書込みとなるＲＡＩＤ
３モードの書込処理を行う。またステップＳ３でＲＡＩ
Ｄ０モードが判別された場合には、ステップＳ１３で、
図２５に示すＲＡＩＤ０モードの書込みを行う。更にス
テップＳ３でＲＡＩＤ１モードが判別された場合にはス
テップＳ１３に進み、図２６に示したパリティディスク
をもたないＲＡＩＤ１モードの書込みを行う。１４．統計的処理によるキャッシュブロックサイズの自
動設定本発明を含めたディスクキャッシュ装置を備えた計算機
システムにおいて、ユーザが必ず設定を必要とするパラ
メータはホストブロックサイズ即ち論理ブロックサイズ
である。

【０１８６】これに対し、キャッシュブロックサイズの
設定は通常、システム側で行っている。図１６に示した
ように、キャッシュブロック５４のサイズはホストブロ
ック５６が複数個集まったブロックとして構成される。
このような従来の固定的なキャッシュブロックサイズの
システム側での設定に対し、本発明のディスクキャッシ
ュ装置にあっては、最初のシステム立上げ時はシステム
側が固定的にキャッシュブロックサイズを設定するが、
次回以降の立上げ時にあってはユーザの使用環境に応じ
て自動的に最適なキャッシュブロックサイズに変更され
る。

【０１８７】図３９のフローチャートは最適化されたキ
ャッシュブロックサイズを自動設定するための統計処理
を示している。最初のシステム立上げ時にあっては、シ
ステム側に固定的に設定したキャッシュブロックサイズ
によるキャッシュ制御が行われており、この状態でホス
トアクセスをステップＳ１で判別すると、ステップＳ２
でリード要求またはライト要求が行われたホストブロッ
クサイズを記録する。

【０１８８】ホストブロックサイズの記録処理はステッ
プＳ５で規定周期に達するまで繰り返し行われている。
ステップＳ３で規定周期例えば１カ月程度の時間に達す
るとステップＳ４に進み、ステップＳ２で記録されたホ
ストブロックサイズから平均ブロックサイズを計算す
る。続いてステップＳ５で最適ブロックサイズの設定値
を、ステップＳ４で求めた平均ブロックサイズに更新す
る。この最適キャッシュブロックサイズの更新が済む
と、ステップＳ２で記録されたホストブロックサイズは
メモリからクリアされ、次の周期の記録に入る。

【０１８９】この結果、システムの運用中に統計的処理
で得られたキャッシュブロックサイズが最適ブロックサ
イズとして保持されることになる。そして一旦、システ
ムの運用を止め、次に電源投入によるシステム立上げを
行うと、図３９の統計処理で求められている最適キャッ
シュブロックサイズに自動的にキャッシュブロックサイ
ズを変更してキャッシュ制御を動作する。

【０１９０】図４０はホストブロックサイズに対し最適
なキャッシュブロックサイズの一例を示している。いま
並列アクセスされるディスクアレイ２８はディスク装置
３０−１０〜３０−１３の４台であり、それぞれのレコ
ードにおける１セクタを構成するデータブロック５８は
５１２バイトであったとする。

【０１９１】この５１２バイトのデータブロック５８に
対し、ホストブロックサイズが２倍の１，０２４バイト
であったとすると、例えばホストブロックＬ０は対応す
るディスク装置３０−１０の２セクタ分に跨がる。キャ
ッシュブロック５４は４台の並列アクセス可能なディス
ク装置３０−１０〜３０−１３のブロックデータサイズ
に一致するサイズをもつことがＲＡＩＤ３的なアクセス
を可能とするために最適である。

【０１９２】従って、キャッシュブロック５４は４つの
ホストブロックＬ０〜Ｌ３に対応し、１つのホストブロ
ックは１，０２４バイトとなることから、キャッシュブ
ロックサイズは４，０９６バイトとすればよい。尚、上
記の実施例は６ポート，４ランクのディスクアレイを例
にとるものであったが、ディスクアレイのポート数およ
びランク数は必要に応じて適宜に定めることができる。

【０１９３】また第１発明の実施例にあっては、入出力
デバイスとしてディスクアレイを例にとっているが、ア
レイ構成をもたない通常のディスク装置についてもその
まま適用することができる。更に第２発明にあっては、
ホストコンピュータに対し２系統のキャッシュメモリを
有するコントローラを設けた場合を例にとっているが、
１系統のコントローラにキャッシュメモリを設けたもの
であったもよいことは勿論である。

【０１９４】更に本発明は実施例に示された数値による
限定は受けない。

【０１９５】

【発明の効果】以上説明してきたように第１発明によれ
ば、必要に応じてキャッシュメモリの信頼性を維持しな
がらの性能の向上、性能を維持しながらの信頼性の向
上、および両者の中間的性能という柔軟な運用を選択的
にとることができ、ディスクキャッシュを備えたシステ
ム全体の運用効率を向上させることができる。

【０１９６】また第２発明にあっては、ディスクアレイ
を対象とした所謂ＲＡＩＤ型の動作特性を活かしながら
キャッシュ性能を最大限に発揮することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図

【図２】本発明のハードウェア構成を示した実施例構成
図

【図３】図２のコントローラのハードウェア構成を示し
た実施例構成図

【図４】本発明の第１発明の処理機能を示した説明図

【図５】図４の信頼性重視モードの処理動作を示したフ
ローチャート

【図６】図４の信頼性重視モードにおけるライトバック
処理を示したフローチャート

【図７】信頼性重視モードでのリード要求に対しローカ
ル側でミスヒットとなった場合の動作を示した説明図

【図８】信頼性重視モードでのライト要求に対するキャ
ッシュ書込動作の説明図

【図９】図４の性能重視モードの処理動作を示したフロ
ーチャート

【図１０】図４の性能重視モードにおけるライトバック
処理を示したフローチャート

【図１１】性能重視モードでのリード要求に対しローカ
ル側でミスヒット、リモート側でヒットとなった場合の
動作を示した説明図

【図１２】性能重視モードでのライト要求に対するキャ
ッシュ書込動作の説明図

【図１３】図４の平均モードの処理動作を示したフロー
チャート

【図１４】図４の平均モードにおけるライトバック処理
を示したフローチャート

【図１５】ディスクアレイを対象とした第２発明の処理
機能を示した説明図

【図１６】キャッシュメモリのブロック分けとホストブ
ロックの関係を示した説明図

【図１７】ホストブロックとデータブロックとの関係を
示した説明図

【図１８】図１５のハッシュテーブルの説明図

【図１９】図１５のＬＲＵテーブルの説明図

【図２０】図１５のキャッシュメモリの使用状態の一例
を示した説明図

【図２１】図１５の空スペース管理テーブルの説明図

【図２２】図１５のディスクアレイに対するＲＡＩＤ
０，１，３，５のディスク割当てを示す論理デバイスの
説明図

【図２３】ＲＡＩＤ３におけるキャッシュブロック、ス
トライピング及びディスク格納状態を示した説明図

【図２４】ＲＡＩＤ５におけるキャッシュブロック、ス
トライピング、ディスク格納状態を示した説明図

【図２５】ＲＡＩＤ１におけるキャッシュブロックとデ
ィスク格納状態を示した説明図

【図２６】ＲＡＩＤ０におけるキャッシュブロックとデ
ィスク格納状態を示した説明図

【図２７】ステージング処理に伴なうプリフェッチ動作
を示した説明図

【図２８】プリフェッチのステージングを含む図１５の
リード処理を示したフローチャート

【図２９】大量シーケンシャルデータのステージング処
理を示したフローチャート

【図３０】パリティを含むステージング処理を示したフ
ローチャート

【図３１】パリティを含まない場合と含む場合のステー
ジングに対応するライトバック処理の相違を示した説明
図

【図３２】ＬＲＵテーブルにおけるライトバック対象範
囲の説明図

【図３３】ライトバック対象範囲におけるキャッシュブ
ロック並び替えとライトバック動作を示した説明図

【図３４】ライトバック完了後のＬＲＵテーブルの説明
図

【図３５】図２７のライト処理の詳細を示したフローチ
ャート

【図３６】ＲＡＩＤ５におけるライトバック動作の説明
図

【図３７】ＲＡＩＤ５において不足ブロックをキャッシ
ュブロックにステージングするライトバック動作の説明
図

【図３８】ライト完了後に行うライトバック処理を示し
たフローチャート

【図３９】キャッシュブロックサイズの求める統計処理
のフローチャート

【図４０】最適なキャッシュブロックサイズの決め方の
一例を示した説明図

【図４１】揮発性メモリを用いた従来のディスクキャッ
シュ装置の説明図

【図４２】図４１の従来装置のキャッシュヒット時のリ
ード処理を示した説明図

【図４３】図４１の従来装置のキャッシュミスヒット時
のリード処理を示した説明図

【図４４】図４１の従来装置のライト処理を示した説明
図

【図４５】揮発性メモリと不揮発性メモリを混在させた
従来装置の説明図

【図４６】図４５の従来装置のキャッシュミスヒット時
のリード処理を示した説明図

【図４７】図４５の従来装置のライト処理を示した説明
図

【符号の説明】

１０：ホストコンピュータ（上位装置）１２，１２−１，１２−２：コントローラ（ディスク制
御手段）１４−１，１４−２：チャネル装置１６：チャネルインタフェース（ＳＣＳＩ）１８，１８−１，１８−２：共用バス（共用バス手段）２０：ブリッジ回路２２−１，２２−２：サブコントローラ２４−１〜２４−６，２６−１〜２６−６：アダプタ２８：ディスクアレイ３０，３０−００〜３０−３５：ディスク装置３２：ＣＰＵ３４：ＲＯＭ３６：ＤＲＡＭ３８：上位インタフェース部４０：ＳＣＳＩ回路部４２：バスインタフェース部４４：内部バス４５：ライトバック処理部４６：キャッシュ制御部４６−１：リードキャッシュ制御部４６−２：ライトキャッシュ制御部４８：キャッシュメモリ４８−１，４８−２：不揮発性キャッシュメモリ５０：キャッシュ管理テーブル５２：ディスクアレイ制御部５４，５４−１〜５４−４：キャッシュブロック５６：ホストブロック５８：デバイスブロック（１セクタ）６０：ハッシュテーブル６２：ＬＲＵテーブル６４：空スペース管理テーブル６６：ハッシュエントリ６８：登録データ７０，７０−１，７０−２：動作モード設定部７２，７２−１，７２−２：信頼性重視モードキャッシ
ュ制御部７４，７４−１，７４−２：性能重視モードキャッシュ
制御部７５：ライトバック対象範囲７６，７６−１，７６−２：平均モードキャッシュ制御
部

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ディスクキャッシュ装置に於いて、上位装置（１０）からのアクセス要求に対しディスク装
置（３０）のデータ読み書きを制御する一対のディスク
制御手段（１２）と、前記一対のディスク制御手段（１２）の各々に設けら
れ、前記ディスク装置（３０）に格納されたデータの一
部を記憶するキャッシュ記憶手段（４８）と、前記一対のディスク制御手段（１２）の各々に設けら
れ、前記上位装置（１０）からのアクセス要求に対し予
め準備された信頼性重視モードキャッシュ制御手段（７
２）、性能重視モードキャッシュ制御手段（７４）、又
は平均モードキャッシュ制御手段（７６）にいずれか１
つにより前記キャッシュ記憶手段（４８）のデータを読
み書きする一対のキャッシュ制御手段（４６）と、前記一対のディスク制御手段（１２）の間を結合して情
報およびデータの送受を行う共用バス手段（１８）と、装置の立ち上がり時に前記一対のキャッシュ制御手段
（４６）に対し予め準備された信頼性重視モード、性能
重視モードまたは平均モードにいずれか１つの動作モー
ドを設定する動作モード設定手段（７０）と、を備えた
ことを特徴とするディスクキャッシュ装置。
【請求項２】請求項１記載のディスクキャッシュ装置に
於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設けた
前記信頼性重視モードキャッシュ制御手段（７２）の各
々は、前記一対のディスク制御手段（１２）に設けたキ
ャッシュ記憶手段（４８）の各々に、同一のデータを記
憶することを特徴とするディスクキャッシュ装置。
【請求項３】請求項２記載のディスクキャッシュ装置に
於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設けた
前記信頼性重視モードキャッシュ制御手段（７２）の各
々は、前記上位装置（１０）からのリード要求に対し自
己のキャッシュ記憶手段（４８）に該当データがなかっ
た場合は、前記ディスク装置（３０）から該当データを
読出して自己のキャッシュ記憶手段（４８）にステージ
ングして前記上位装置（１０）にデータを転送すると共
に、前記共通バス手段（１８）を介して他のディスク制
御手段（１２）に転送して他方のキャッシュ記憶手段
（４８）に同じデータをステージングさせることを特徴
とするディスクキャッシュ装置。
【請求項４】請求項２記載のディスクキャッシュ装置に
於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設けた
前記信頼性重視モードキャッシュ制御手段（７２）の各
々は、前記上位装置（１０）からのライト要求に対し自
己のキャッシュ記憶手段（４８）にデータを書込むと共
に、前記共通バス手段（１８）を介して他のディスク制
御手段（１２）に転送して他方のキャッシュ記憶手段
（４８）にも同じデータを書込ませることを特徴とする
ディスクキャッシュ装置。
【請求項５】請求項４記載のディスクキャッシュ装置に
於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設けた
前記信頼性重視モードキャッシュ制御手段（７２）の各
々は、前記上位装置（１０）からのライト要求の処理終
了後に予め定めた書戻し条件が成立した際に、自己のキ
ャッシュ記憶手段（４８）からディスク装置（３０）へ
の書込みが済んでいないデータを抽出して前記ディスク
装置（３０）に書き戻すと共に、前記共用バス手段（１
８）を介して該書戻しデータのキャッシュ無効化を他方
のディスク制御手段（１２）に指示することを特徴とす
るディスクキャッシュ装置。
【請求項６】請求項１記載のディスクキャッシュ装置に
於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設けた
前記性能重視モードキャッシュ制御手段（７４）の各々
は、前記一対のキャッシュ記憶手段（４８）の各々に、
自己にアクセス要求のあったデータのみを個別に記憶す
ることを特徴とするディスクキャッシュ装置。
【請求項７】請求項６記載のディスクキャッシュ装置に
於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設けた
前記性能重視モードキャッシュ制御手段（７４）の各々
は、前記上位装置（１０）からのリード要求に対し自己
のキャッシュ記憶手段（４８）に該当データがなかった
場合は、他方のディスク制御手段（１２）に対し前記共
用バス手段（１８）を介して処理を依頼し、他のディス
ク制御手段（１２）からのデータなしの応答を受けた際
に前記ディスク手段から該当データを読出して自己のキ
ャッシュ記憶手段（４８）にステージングして前記上位
装置（１０）にデータを転送することを特徴とするディ
スクキャッシュ装置。
【請求項８】請求項６記載のディスクキャッシュ装置に
於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設けた
前記性能重視モードキャッシュ制御手段（７４）の各々
は、前記上位装置（１０）からのライト要求に対し自己
のキャッシュ記憶手段（４８）にのみデータを書込むこ
とを特徴とするディスクキャッシュ装置。
【請求項９】請求項８記載のディスクキャッシュ装置に
於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設けた
前記性能重視モードキャッシュ制御手段（７４）の各々
は、前記上位装置（１０）からのライト要求の処理終了
後に予め定めた書戻し条件が成立した際に、自己のキャ
ッシュ記憶手段（４８）からディスク装置（３０）への
書込みが済んでいないデータを抽出して前記ディスク装
置（３０）に書き戻すことを特徴とするディスクキャッ
シュ装置。
【請求項１０】請求項１記載のディスクキャッシュ装置
に於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設け
た前記平均モードキャッシュ制御手段（７６）の各々
は、前記上位装置（１０）からのリード要求に伴う前記
ディスク装置（３０）からのステージングを自己のキャ
ッシュ記憶手段（４８）に対してのみ行い、上位装置
（１０）からのライト要求に伴うデータの書込みは、前
記一対のディスク制御手段（１２）のキャッシュ記憶手
段（４８）の各々に行って同一データを記憶することを
特徴とするディスクキャッシュ装置。
【請求項１１】請求項１０記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設
けた前記平均モードキャッシュ制御手段（７６）の各々
は、前記上位装置（１０）からのリード要求に対し自己
のキャッシュ記憶手段（４８）に該当データがなかった
場合は、他方のディスク制御手段（１２）に対し前記共
用バス手段（１８）を介して処理を依頼し、該依頼後に
前記ディスク手段から該当データを読出して自己のキャ
ッシュ記憶手段（４８）にステージングすることを特徴
とするディスクキャッシュ装置。
【請求項１２】請求項１１記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設
けた前記平均モードキャッシュ制御手段（７６）の各々
は、他方のディスク制御手段（１２）への処理依頼に対
しデータなしの応答を受けていた際には、前記ディスク
手段から該当データを読出して自己のキャッシュ記憶手
段（４８）にステージングした後に上位装置（１０）に
転送することを特徴とするディスクキャッシュ装置。
【請求項１３】請求項１０記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設
けた前記平均モードキャッシュ制御手段（７６）の各々
は、前記上位装置（１０）からのライト要求に対し自己
のキャッシュ記憶手段（４８）にデータを書込むと共
に、前記共通バス手段（１８）を介して他のディスク制
御手段（１２）に転送して他方のキャッシュ記憶手段
（４８）にも同じデータを書込ませることを特徴とする
ディスクキャッシュ装置。
【請求項１４】請求項１３記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）に設
けた前記平均モードキャッシュ制御手段（７６）の各々
は、前記上位装置（１０）からのライト要求の処理終了
後に予め定めた書戻し条件が成立した際に、自己のキャ
ッシュ記憶手段（４８）からディスク装置（３０）への
書込みが済んでいないデータを抽出して前記ディスク装
置（３０）に書き戻すと共に、前記共用バス手段（１
８）を介して該書戻しデータのキャッシュ無効化を他方
のディスク制御手段（１２）に指示することを特徴とす
るディスクキャッシュ装置。
【請求項１５】請求項１乃至１４記載のディスクキャッ
シュ装置に於いて、前記一対のディスク制御手段（１
２）に設けたキャッシュ記憶手段（４８）の各々を、不
揮発性メモリ手段としたことを特徴とするディスクキャ
ッシュ装置。
【請求項１６】請求項１乃至５記載のディスクキャッシ
ュ装置に於いて、前記一対のディスク制御手段（１２）
に設けたキャッシュ記憶手段（４８）を揮発性メモリ手
段としたことを特徴とするディスクキャッシュ装置。
【請求項１７】請求項１乃至１６記載のディスクキャッ
シュ装置に於いて、前記ディスク装置（３０）をディス
クアレイ装置としたことを特徴とするディスクキャッシ
ュ装置。
【請求項１８】ディスクキャッシュ装置に於いて、内蔵した記憶媒体に対しデータを読み書きする複数のデ
ィスク装置（３０）を設けたディスクアレイ手段（２
８）と、前記ディスクアレイ手段（２８）に格納されたデータの
一部を記憶するキャッシュ記憶手段（４８）と、キャッシュ登録内容を示すハッシュテーブル手段（６
０）および最新に使用されたキャッシュブロックを先頭
位置とするように有効データを含むキャッシュブロック
を登録純にリンクするＬＲＵテーブル手段（６２）に基
づいて前記キャッシュ記憶手段（４８）の記憶状態を管
理するキャッシュ管理手段（５０）と、前記上位装置（１０）からリード要求を受けた際に前記
キャッシュ管理手段（５０）を参照して該当データが存
在する場合は前記キャッシュ記憶手段（４８）から読出
して前記上位装置（１０）に転送し、該当データが存在
しない場合は、前記ディスクアレイ手段（２８）からス
テージングした後に前記上位装置（１０）に転送するリ
ードキャッシュ制御手段（４６−１）と、前記上位装置（１０）からライト要求を受けた際に、前
記キャッシュ管理手段（５０）に管理情報を登録すると
共に該管理情報に従って前記キャッシュ記憶手段（４
８）にデータを書込むライトキャッシュ制御手段（４６
−２）と、予め定めたライトバック条件が成立した際に、前記キャ
ッシュ記憶手段（４８）から前記ディスクアレイ手段
（２８）への記憶が済んでいないデータを抽出して書戻
すライトバック制御手段（４５）と、前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）および前記
ライトキャッシュ制御手段（４６−２）による前記ディ
スクアレイ手段（２８）のアクセス時に、予め設定され
たディスクアレイの動作モードに従って１又は複数のデ
ィスク装置（３０）のアクセスを制御するディスクアレ
イ制御手段（５２）と、を備えたことを特徴とするディ
スクキャッシュ装置。
【請求項１９】請求項１８記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記ディスクアレイ手段（２８）は、並列
的に配置された入出力ポートの各々にディスク装置（３
０）を接続して１ランクを構成し、該ランク構成のディ
スク装置（３０）群を複数ランク設けたことを特徴とす
るディスクキャッシュ装置。
【請求項２０】請求項１９記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記ディスクアレイ制御手段（５２）は、
ＲＡＩＤ０に対応した第１動作モードの設定時は、特定
のランクの中のディスク装置（３０）を前記上位装置
（１０）で扱う論理デバイスに１対１に割当て、個々の
ディスク装置（３０）に読み書きを行うことを特徴とす
るディスクキャッシュ装置。
【請求項２１】請求項１９記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記ディスクアレイ制御手段（５２）は、
ＲＡＩＤ１に対応した第２動作モードの設定時は、特定
のランクの中の２台のディスク装置（３０）を１組とし
て前記上位装置（１０）で扱う論理デバイスに１対１に
割当て、２つのディスク装置（３０）に同一データを書
込むと共にいずれか一方のディスク装置（３０）からデ
ータを読出すことを特徴とするディスクキャッシュ装
置。
【請求項２２】請求項１９記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記ディスクアレイ制御手段（５２）は、
ＲＡＩＤ３に対応した第３動作モードの設定時は、特定
のランクを構成するｎ台のディスク装置（３０）をデー
タ用とパリティ用とに固定的に割当て、書込要求時に、
書込データをビット単位又はバイト単位に（ｎ−１）分
割すると共に分割単位ごとにパリティデータを計算し、
前記（ｎ−１）分割したデータおよび前記パリティデー
タを前記ｎ台のディスク装置（３０）に並列的に書込む
ことを特徴とするディスクキャッシュ装置。
【請求項２３】請求項１９記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記ディスクアレイ制御手段（５２）は、
ＲＡＩＤ５に対応した第４動作モードの設定時は、特定
のランクを構成するｎ台のディスク装置（３０）を１組
としてアクセスごとにパリティ位置が変化するように割
当て、書込要求時に、書込データを少なくともディスク
装置（３０）のセクタ単位に分割すると共に該書込デー
タの書込先ディスク装置（３０）およびパリティ用ディ
クス装置から旧データおよび旧パリティデータを読出し
て新パリティを計算し、前記書込データ及び新パリティ
データを前記書込先ディスク装置（３０）およびパリテ
ィ用ディクス装置に並列的に書込むことを特徴とするデ
ィスクキャッシュ装置。
【請求項２４】請求項１８記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記キャッシュ管理手段（５０）は、前記
キャッシュ記憶手段（４８）の空き状態を管理する空ス
ペース管理テーブル手段（６４）を備え、前記ライトキ
ャッシュ制御手段（４６−１）は前記上位装置（１０）
に基づくキャッシュ書込処理の完了報告時に前記空スペ
ース管理テーブル手段（６０）を参照して空スペースが
予め定めた閾値以下の場合、ディスク書込済みのデータ
は無効化して前記キャッシュ記憶手段（４８）から削除
し、且つディスク書込みが済んでいないデータは前記ラ
イトバック制御手段（４５）による処理対象に組込むこ
とを特徴とするディスクキャッシュ装置。
【請求項２５】請求項２４記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記空スペース管理テーブル手段（６４）
は、前記キャッシュ記憶手段（４８）上の連続するキャ
ッシュブロックの空数をエントリとして先頭ブロックの
位置情報を格納したことを特徴とするディスクキャッシ
ュ装置。
【請求項２６】請求項１８記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記リードキャッシュ制御手段（４６−
１）は、前記上位装置（１０）からの要求データが前記
キャッシュ記憶手段（４８）の格納単位であるキャッシ
ュブロック上に存在しない時、該キャッシュブロック上
に存在する有効データの状態に応じて前記ディスクアレ
イ手段（２８）から新たなデータのステージングを行っ
て連続する一つのデータ領域を生成することを特徴とす
るディスクキャッシュ装置。
【請求項２７】請求項２６記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記リードキャッシュ制御手段（４６−
１）は、ステージング終了後に、前記要求データに続く
有効データを前記ディスクアレイ手段（２８）から前記
キャッシュブロック上にプリフェッチすることを特徴と
するディスクキャッシュ装置。
【請求項２８】請求項２７記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、ＲＡＩＤ０に対応する第１動作モードの設
定時又はＲＡＩＤ１に対応する第３動作モードの設定時
に、前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）は、ス
テージング終了後に前記要求データに続く予め設定した
量の有効データを前記ディスクアレイ手段（２８）から
プリフェッチすることを特徴とするディスクキャッシュ
装置。
【請求項２９】請求項２７記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、ＲＡＩＤ３に対応する第３動作モードの設
定時又はＲＡＩＤ５に対応する第４動作モードの設定時
に、前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）は、ス
テージング終了後に前記要求データに続く前記キャッシ
ュブロックの最後までの有効データを前記ディスクアレ
イ手段（２８）からプリフェッチすることを特徴とする
ディスクキャッシュ装置。
【請求項３０】請求項２７記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、ＲＡＩＤ５に対応する第４動作モードの設
定時に、前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）
は、ステージング終了後に前記要求データを含むパリテ
ィグループの最後までの有効データを前記ディスクアレ
イ手段（２８）からプリフェッチすることを特徴とする
ディスクキャッシュ装置。
【請求項３１】請求項１８記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、ＲＡＩＤ５に対応する第４動作モードの設
定時に、前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）
は、オプション指定により前記キャッシュ記憶手段（４
８）にパリティデータを含めてステージングし、前記ラ
イトバック手段（４５）は、前記オプション指定を判別
した際に前記キャッシュ記憶手段（４８）のパリティデ
ータを用いて新たなパリティを計算することを特徴とす
るディスクキャッシュ装置。
【請求項３２】請求項１８記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、前記リードキャッシュ制御手段（４６−
１）は、前記上位装置（１０）から大量シーケンシャル
データのリードが要求された場合、前記ＬＲＵテーブル
手段（６２）の終端からの一定量となる既存のキャッシ
ュブロックの一部を無効化すると共に、前記大量シーケ
ンシャルデータを前記ＬＲＵテーブル手段（６２）の先
頭に登録せずに終端側に登録することを特徴とするディ
スクキャッシュ装置。
【請求項３３】請求項１８記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、ＲＡＩＤ５に相当する第４動作モードの設
定時に、前記ライトバック制御手段（４５）は、前記キ
ャッシュブロックの中のライトバックの対象となった有
効データをパリティグループ単位に抽出してパリティデ
ータを算出した後に、抽出した有効データおよびパリテ
ィデータを前記ディスクアレイ手段（２８）の複数のデ
ィスク装置（３０）に並列的に書込むことを特徴とする
ディスクキャッシュ装置。
【請求項３４】請求項１８記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、ＲＡＩＤ５に相当する第４動作モードの設
定時に、前記ライトバック制御手段（４５）は、前記キ
ャッシュブロックの中のライトバックの対象となった有
効データのパリティグループに対する不足数が所定数以
下の場合、該不足データを対応するディスク装置（３
０）から読出した後にパリティグループ分の有効データ
および計算したパリティデータを前記ディスクアレイ手
段（２８）の複数のディスク装置（３０）に並列的に書
込むことを特徴とするディスクキャッシュ装置。
【請求項３５】請求項３３又は３４記載のディスクキャ
ッシュ装置に於いて、前記ライトバック手段（４５）
は、所定のライトバック条件が成立した際に、前記ＬＲ
Ｕテーブル手段（６２）内の終端から所定数のキャッシ
ュブロックをライトバック対象に組込むと共に、該対象
範囲に含まれるキャッシュブロックをデータが連続する
ように並び替えることを特徴とするディスクキャッシュ
装置。
【請求項３６】請求項１８記載のディスクキャッシュ装
置に於いて、更に、装置の使用中に前記上位装置（１
０）からのアクセス要求で使用されるデータブロックサ
イズを統計情報として収集し、該統計情報の平均値を次
の装置立ち上げ時の前記キャッシュ記憶手段（４８）の
キャッシュブロックサイズとして自動設定する統計処理
手段を設けたことを特徴とするディスクキャッシュ装
置。