JPH07129470A

JPH07129470A - ディスク制御方法

Info

Publication number: JPH07129470A
Application number: JP5279249A
Authority: JP
Inventors: Tetsuhiko Fujii; 哲彦藤井; Akira Yamamoto; 山本　　彰; Tetsuzo Kobashi; 徹三小橋; Kiyousuke Achiwa; 恭介阿知和
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1993-11-09
Filing date: 1993-11-09
Publication date: 1995-05-19

Abstract

(57)【要約】【構成】キャッシュメモリ上のダーティデータを圧縮し
た後、データのホストコンピュータに見える論理アドレ
スと、ディスク上の格納位置である物理アドレスとの、
順序性ができるだけ保たれるようなアルゴリズムによ
り、圧縮したデータの物理アドレスを決定する（ステッ
プ１８４）。またその後、圧縮したダーティデータを、
その物理アドレスに基づき、まとめ書き用のキューにつ
なぎかえる（ステップ１８５）。【効果】実装するディスクドライブの物理的な記憶容量
以上の記憶容量を、シーケンシャルリード性能と先読み
効果の低下を防止し、まとめ書きを可能としつつ、提供
することが可能となる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はデータ圧縮機能を有する
キャッシュ付きディスク制御装置のディスク制御方法に
関する。

【０００２】

【従来の技術】第一の文献シージーエスグループ：ザ
エバルエーターシリーズ、アンアナリシスオブ
ザストレージテックアイスバーグ９２００スト
レージシステム(CGS GROUP：The Evaluator Series，An
Analysis Of The StorageTekIceberg 9200 Storage Sy
stem，ES−0003−0，March 1992，2−9.)は、データ圧
縮機能とライトバックキャッシュを有する、ディスクア
レイサブシステムについて述べている。このディスクア
レイサブシステムでは、ホストインタフェースとキャッ
シュメモリとの間にデータ圧縮部を持ち、ホストコンピ
ュータから送られてくるライトデータを、圧縮し、圧縮
したデータをキャッシュメモリに格納する。ライトデー
タのディスクへの格納は、ライトアクセスの順序に、デ
ータを追記形式で格納する。

【０００３】特開平3−172946 号公報では、ライトバッ
クキャッシュ制御を行うディスク制御装置で、キャッシ
ュメモリ上のダーティデータを、ディスクにライトする
ときに、ディスク上で互いに近い位置にあるダーティデ
ータを、一連のディスクライト処理でまとめてディスク
ライトすることにより、ライトバック動作に要するシー
ク，サーチといったディスクのメカニカルな動作時間を
節約して、性能向上を図る方法として、ディスクライト
しようとする一つのダーティデータ（ダーティデータａ
とする）と同一のシリンダ内にあるダーティデータを、
各シリンダのダーティデータの有無等を管理するシリン
ダ管理情報と、キャッシュがアロケートされているシリ
ンダに対して、シリンダ内の各トラックのダーティデー
タ有無等を管理するトラック管理情報とにより、把握す
ることにより、ダーティデータａとまとめ書きを行うダ
ーティデータを求め、短時間で、多くのダーティデータ
をディスクライトする方法を開示している。

【０００４】第二の文献アンドリュー・ダブリュー・ア
ペルアンドカイ・リー：バーチャルメモリプリ
ミティブズフォーユーザープログラムズ，アーキ
テクチュラルサポートフォープログラミングラ
ンゲージアンドオペレーティングシステムズ，ピ
ーピー９６−１０７，サンタクララ，カリフォルニア，
エープリール８−１１，１９９１（Andrew W．Appel an
d Kai Li：Virtual Memory Primitives for User Progr
ams，Architectural Support forProgramming Language
s and Operating Systems，pp．96−107，Santa Clar
a，California，April 8−11，1991)は、コンピュータ
の仮想記憶システムにおいて、キャッシュメモリとデー
タ圧縮を組合せ、キャッシュメモリに伸長データと圧縮
データを混在させるという技術思想を示している。それ
は次のようなものである。仮想記憶システムで、しばら
くの間アクセスされていないページ（less−recently−
used pages）は、ディスクにページアウトするかわり
に、データを圧縮して主記憶に格納しておく。圧縮して
主記憶に格納されたページが再び必要になったときに
は、それを伸長すれば良く、ディスクから取り出すのに
比べて短時間で済む。更に、より長期間にわたって使用
されなかった、圧縮されたページは、ディスクに送出す
る。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】ディスク制御装置にお
いて、第一の文献に示されているように、ライトバック
キャッシュとデータ圧縮機能を、組合せて採用すること
により、ディスクキャッシュによる応答時間の高速化
と、データ圧縮機能によるディスクの実効記憶容量の向
上を図ることができる。ここで、ディスクの実効記憶容
量を向上させるために、ディスクには圧縮状態のデータ
を記憶する。この場合、圧縮アルゴリズムの一般的な性
質として、データの内容によって圧縮されたデータの長
さが変動する。あるデータ（データ１とする）がディス
ク上で圧縮されて格納されており、その格納位置の直後
に別のデータ（データ２とする）が圧縮されて格納され
ていたとする。ここでデータ１は圧縮されて、長さがＬ
０バイトであったとする。ここでデータ１が書き換えら
れてデータ１′になったとする。データ１′をディスク
に記憶するために圧縮したデータの長さが、Ｌ１バイト
（Ｌ１＞Ｌ０）になったとする。この場合、データ１の
圧縮データが格納されていた領域は、ちょうどＬ０バイ
トであったので、データ１′を圧縮したデータは、もと
の位置に収まりきらない。そこで、データ１′をディス
ク上の別な位置にあるＬ１バイト以上の空き領域に格納
するか、データ２を別の位置に移動しなければならな
い。すなわち、データ圧縮機能により、実効記憶容量を
向上させようとするディスク装置では、データが更新さ
れると、ディスク上の対応する圧縮データの格納位置
を、動的に変更しなければならないという事態が生じ
る。

【０００６】第一の文献に示される方法では、ホストイ
ンタフェースとキャッシュメモリとの間にデータ圧縮部
を持ち、ホストコンピュータから送られてくるライトデ
ータを、圧縮し、圧縮したデータをキャッシュメモリに
格納し、ライトデータのディスクへの格納は、ライトア
クセスの順序に、データをディスク上の空き領域へ追記
形式で格納することにより、前記の事態に対処してい
る。

【０００７】しかし、第一の文献の方法では、圧縮デー
タを、ライト順にディスクに追記するため、データの論
理アドレスと対応する圧縮データのディスク上の格納位
置との順序性が損なわれ、シーケンシャルリード性能や
先読み効果が低下するという課題があった。

【０００８】また、第二の文献では、仮想記憶に通常の
伸長状態のページと、圧縮されたページを混在させる方
法を述べているが、圧縮されたページを、どのような方
法で、ディスクに格納するかについては、詳細な記述が
されていない。

【０００９】（１）本発明の第一の課題は、ライトバッ
クキャッシュとデータ圧縮機能を採用したディスク制御
装置において、ホストコンピュータからみえる論理的な
データのアドレスと、対応する圧縮データのディスク上
の格納アドレスとの間の順序性をできるだけ保つことに
より、シーケンシャルリード性能や先読み効果の低下を
防止することである。

【００１０】更に、ライトバックキャッシュとデータ圧
縮機能を採用したディスク制御装置において、ホストコ
ンピュータからみえる論理的なデータのアドレスと、対
応する圧縮データのディスク上の格納アドレスとの間の
順序性をできるだけ保つことにより、シーケンシャルリ
ード性能や先読み効果の低下の防止を図った場合におい
て、キャッシュメモリ上のダーティデータのディスクへ
のまとめ書き機能を実現しようとした場合に、特開平3
−172946 号公報の方法では、キャッシュメモリ上のダ
ーティデータのディスク上の格納位置が動的に変化する
ことが考慮されておらず、そのままでは、ダーティデー
タのまとめ書きを行うことができないという課題があっ
た。また、第二の文献には、圧縮データのディスクへの
格納方法について、詳細な記述がされていない。

【００１１】（２）本発明の第二の課題は、ライトバッ
クキャッシュとデータ圧縮機能を採用したディスク制御
装置において、第一の課題を解決すると共に、更に、キ
ャッシュ上のディスク未反映のダーティデータのまとめ
書きを可能とすることである。

【００１２】

【課題を解決するための手段】第一の課題を解決するた
めに、本発明はキャッシュメモリ中のダーティな伸長状
態の、最新アクセス時刻が古くなった、即ち、ＬＲＵデ
ータを選択し、圧縮するステップ（ステップ１）と、論
理アドレスと物理アドレスの対応と、ディスク上の空き
領域を管理する管理情報を用いて、前記ステップ１で圧
縮したデータのディスク上の格納位置即ち物理アドレス
を、論理アドレスと物理アドレスの順序性ができるだけ
損なわれないように、決定するステップ（ステップ２）
とを設ける。

【００１３】第二の課題を解決するために、本発明は第
一の課題を解決するためのステップ１，２に加えて、デ
ィスク上の物理アドレス毎に、圧縮されたダーティデー
タの有無を表す情報と、圧縮されたダーティデータが存
在する場合、データの管理情報へのポインタとを管理す
るテーブルを用いて、ステップ１，２に続いて、圧縮し
たダーティデータの物理アドレスに従って、前記テーブ
ルをセットするステップ（ステップ３）とを設ける。

【００１４】また、第二の課題を解決するために、本発
明は第一の課題を解決するためのステップ１，２に加え
て、ディスク上の論理アドレス毎に、圧縮されたダーテ
ィデータの有無を表す情報と、圧縮されたダーティデー
タが存在する場合、そのディスクへの格納位置、即ち、
物理アドレスとを管理するテーブルを用いて、まず論理
アドレス上近傍の圧縮されたダーティデータを選び出す
ステップ(ステップ４)と、更に前記ステップ４で選び出
した圧縮されたダーティデータのうち、前記テーブルに
より、物理アドレス上近傍のものだけを選択するステッ
プ(ステップ５）とを設ける。

【００１５】

【作用】ディスク制御装置は、ステップ１によりキャッ
シュメモリ中のダーティな伸長状態の、最新アクセス時
刻が古くなった、即ち、ＬＲＵデータを選択して圧縮
し、次にステップ２により論理アドレスと物理アドレス
の対応と、ディスク上の空き領域を管理する管理情報を
用いて、ステップ１で圧縮したデータのディスク上の格
納位置即ち物理アドレスを、論理アドレスと物理アドレ
スの順序性ができるだけ損なわれないように決定する。
ステップ２で、圧縮したデータのディスク上の格納位置
を、論理アドレスと物理アドレスの順序性ができるだけ
損なわれないように決定するので、シーケンシャルリー
ド性能や先読み効果の低下を防止することができる。

【００１６】ディスク制御装置は、ステップ１，２に引
続き、ステップ３によりディスク上の物理アドレス毎
に、圧縮されたダーティデータの有無を表す情報と、圧
縮されたダーティデータが存在する場合、当該データの
管理情報へのポインタとを管理するテーブルを用いて、
圧縮したダーティデータの物理アドレスに従って、テー
ブルをセットする。

【００１７】ディスク制御装置は、ステップ３でセット
されるテーブルを用いて、圧縮されたダーティデータ
の、ディスクへのまとめ書きを行う。このまとめ書きの
ステップは、シリンダのスケジューリングを、例えば、
いわゆるＳＳＴＦ（ＳｈｏｒｔｅｓｔＳｅｅｋＴｉｍ
ｅＦａｓｔ）アルゴリズムや、ＳＣＡＮアルゴリズム
を使用し、同一シリンダ内のダーティデータのスケジュ
ーリングを、例えば特開平3−172946 号公報に記載の方
法によって実現することができる。これにより、第一の
課題を解決すると共に、更にキャッシュ上のダーティデ
ータのディスクへのまとめ書きを可能とすることができ
る。

【００１８】ディスク制御装置は、ステップ１，２の
後、ステップ４によりディスク上の論理アドレス毎に、
圧縮されたダーティデータの有無を表す情報と、圧縮さ
れたダーティデータが存在する場合、そのディスクへの
格納位置即ち物理アドレスとを管理するテーブルを用い
て、まず論理アドレス上近傍の圧縮されたダーティデー
タを選び出し、更にステップ５により前記ステップ４で
選び出した圧縮されたダーティデータのうち、テーブル
により、物理アドレス上近傍のものだけを選択する。そ
れからディスク制御装置は、選択した、物理アドレス上
近傍の、キャッシュ上のダーティな圧縮データを、ディ
スクへまとめ書きする。これにより、第一の課題を解決
すると共に、更にキャッシュ上のダーティデータのディ
スクへのまとめ書きを可能とすることができる。

【００１９】

【実施例】本発明を実施した、圧縮機能とライトバック
キャッシュを有する、ディスク制御装置について説明す
る。本実施例では、古くなったダーティデータを、ディ
スクライトに備えて圧縮し、ディスク上の格納位置（物
理アドレス）を決めた後、その物理アドレスに従って、
物理アドレスから圧縮したダーティデータを、検索可能
なテーブル下のキューにつなぎ、まとめ書き対象を、そ
のテーブルを検索することによって求める。

【００２０】最初に、基本的な方式を述べる。

【００２１】本実施例では、ディスクコントローラとデ
ィスク間のデータ転送は圧縮データで行い、ディスクコ
ントローラとホストコンピュータの間のデータ転送は伸
長データで行うことを前提とする。即ち、ホストコンピ
ュータは、伸長データを扱う。また、ディスクには圧縮
データを格納する。キャッシュメモリには、伸長データ
と圧縮データを混在させる。ホストコンピュータから最
近アクセスされた、再アクセス性の高いデータは、リー
ドヒット時の高速応答のために、伸長状態でキャッシュ
に置き、しばらくの間アクセスされていない（less rec
ently used）ダーティデータは、ディスクへのライトに
備えて、キャッシュ上で圧縮し、圧縮状態でキャッシュ
に置く。しばらくの間アクセスされていないクリーンデ
ータについては、キャッシュ上に伸長状態で置く方法
と、圧縮状態で置く方法とがあるが、ここではキャッシ
ュ上に伸長状態で置くものとする。

【００２２】次に、使用する用語の定義を行う。

【００２３】・論理ディスク：ホストコンピュータから
見えるディスクを論理ディスクと呼ぶ。圧縮機能がある
ので、実際のディスクの容量より大きな容量を持つ。

【００２４】・物理ディスク：実際にデータを格納する
ディスクを物理ディスクと呼ぶ。

【００２５】・論理ディスクセグメント：論理ディスク
の管理単位。

【００２６】・コンプレスド論理ディスクセグメント：
圧縮された論理ディスクセグメント。・伸長データ：圧縮する前の、通常のデータのこと。

【００２７】・圧縮データ：圧縮されたデータのこと。

【００２８】・ダーティ／クリーン：ディスクに未反映
のライトデータがキャッシュ上にある状態をダーティと
呼ぶ。クリーンとは、データがすべてディスクに反映済
みのこと。

【００２９】・キャッシュセグメント：キャッシュメモ
リの管理単位。

【００３０】・物理ディスクシリンダグループ：まとめ
書きのための物理ディスクの管理単位であり、ここで
は、物理ディスク上の１〜ｎ個の連続したシリンダを物
理ディスクシリンダグループとする。

【００３１】・物理ディスクセグメント：物理ディスク
の管理単位。ｐ(≧１)セクタとする。本実施例では、１
セクタを物理ディスクセグメントとする。

【００３２】・完全／不完全：セグメント内がすべて有
効データで満たされている場合を完全と呼び、そうでな
い場合を不完全と呼ぶ。不完全なデータはこのままでは
圧縮できない。

【００３３】図１は、本発明を適用するディスク制御装
置の位置付けを示す。図１中、１がホストコンピュー
タ、３がディスク制御装置、５がディスクドライブ、２
はホストコンピュータとディスク制御装置を結ぶバス、
４はディスク制御装置とディスクドライブを結ぶバスで
ある。

【００３４】図２は、本実施例におけるディスク制御装
置のハードウェア構成を示す。図２中、３０１はディス
ク制御装置内部のバス、３０２はホストインタフェー
ス、３０４はＭＰＵ（メインプロセッシングユニッ
ト）、３０６はＭＰＵの主メモリ、３０８はＤＭＡＣ
（ダイレクトメモリアクセスコントローラ）、３１３は
データの圧縮伸長を行う圧縮復元部、３１５はＨＤＣ
(ハードディスクコントローラ)、３２はＤＭＡＣが制御
するメモリ、３３はメモリ内のキャッシュ／バッファ部
分、３０３，３０５，３０７，３０９，３１０，３１
４，３１６は、それぞれデータやコマンド等を送受する
信号線である。ディスク制御プログラムは、主メモリ３
０６に置かれ、ＭＰＵ３０４が実行する。キャッシュメ
モリの管理情報等の制御情報は、主メモリ３０６および
／またはメモリ３２に置かれる。ＤＭＡＣ３０８は、メ
モリ３２へのアクセス制御を行う。ＨＤＣ３１５はディ
スクドライブ５の制御を行う。圧縮復元部３１３は、デ
ータの圧縮及び伸長を行う。

【００３５】図５は、論理ディスク管理テーブルであ
る。ここで論理ディスクとは、ホストコンピュータに見
えるディスクを指す。論理ディスクの記憶容量は、実際
のディスクの記憶容量より大きくなる。図５中、７９は
一つの論理ディスクセグメントに対応するテーブルエン
トリである。Ｎｄｓは、論理ディスクセグメントの総個
数である。７１はヒットミス判定情報、７２はキャッシ
ュセグメント番号、７３は当該論理ディスクセグメント
が使用中か未使用かを示すフラグ、７４は当該論理ディ
スクセグメントのデータが、物理ディスク上圧縮されて
いるか否かを示すフラグ、７５と７６はそれぞれ、当該
論理ディスクセグメントに対応する圧縮データの、物理
ディスク上の先頭アドレスとレングス、７７と７８はそ
れぞれ、当該論理ディスクセグメントに対応する圧縮デ
ータの、物理ディスク上の、最も近い前方、及び後方の
圧縮された論理ディスクセグメントへのポインタであ
る。

【００３６】図６は、キャッシュ管理テーブルである。
図６中、８０は一つのキャッシュセグメントに対応する
テーブルエントリである。Ｎｃｓは、キャッシュセグメ
ントの総数である。８１はキャッシュセグメントが使用
中か否かを示すフラグ、８２はキャッシュセグメント中
のデータが圧縮データか伸長データかを示すフラグ、８
３はキャッシュセグメントがダーティか否かを示すフラ
グ、８４はキャッシュセグメント中の各ブロックに有効
データが存在しているか否かを示すビットマップ情報、
８５はキャッシュセグメント中の各ブロックにダーティ
データが存在しているか否かを示すビットマップ情報、
８６はキャッシュセグメント中のデータが圧縮データで
あった場合、そのデータ長を示すデータ、８７はキャッ
シュセグメントへの最新のアクセスのアクセス時刻値、
８８と８９は、それぞれキャッシュセグメントが存在す
るキュー中での、直前及び直後のキャッシュセグメント
をポイントする前方ポインタと後方ポインタ、８Ａは、
キャッシュセグメントに割当てられている論理ディスク
セグメントの番号である。

【００３７】図１１は、メモリ３２の構成である。図１
１中、３４は制御テーブル、３３０はキャッシュメモリ
部、３３１はディスクリードデータ格納バッファ、３３
２は伸長用ワークバッファ、３３３は確認用ワークバッ
ファである。

【００３８】図７は、キャッシュのデータ格納部を示
す。図中９１は、一つのキャッシュセグメントである。

【００３９】図８は、キャッシュキュー管理テーブルで
ある。図８中、９３は空き状態のキャッシュセグメント
のリストの先頭ポインタ、９４と９５はそれぞれ、伸長
状態かつクリーン状態の、キャッシュセグメントのＬＲ
ＵキューのＭＲＵポインタとＬＲＵポインタ、９６と９
７はそれぞれ、伸長状態、かつ、ダーティ状態の、キャ
ッシュセグメントのＬＲＵキューのＭＲＵポインタとＬ
ＲＵポインタ、９８は、圧縮ダーティデータのまとめ書
き用のテーブルであり、物理ディスクを１〜ｎシリンダ
の物理ディスクシリンダグループに分割し、それぞれの
領域毎の、その領域に格納されるべき物理アドレスを持
つ圧縮ダーティキャッシュセグメントの、物理アドレス
順のキューの先頭ポインタである。

【００４０】図９は物理ディスク内の空き領域を管理す
るテーブルである。図９のテーブルを用いた場合、空き
領域は、領域長毎に管理する。図９中、１０１は領域長
が（ｉ−１）ディスクセグメント以上かつｉディスクセ
グメント未満の、連続空き領域のキューの先頭ポインタ
である。

【００４１】図１０は、空き領域管理用のエントリであ
り、１０３と１０４はそれぞれ、空き領域の先頭アドレ
スと領域長である。

【００４２】次に、図１２ないし図２３，図４のフロー
チャートを用いて、ディスク制御装置の基本的な動作を
説明する。

【００４３】図１２は、ディスクの初期化処理のフロー
である。ディスクの初期化処理は、ホストコンピュータ
１からの初期化コマンドによって起動される。ディスク
制御装置３のＭＰＵ３０４は、ホストコンピュータ１か
らの初期化コマンドを受け取ると、初期化処理を開始す
る。初期化処理の一例を次に示す。まず、ステップ１２
１でキャッシュメモリ３３０を０クリアし、次にステッ
プ１２２で物理ディスク（＝ディスクドライブ５）を初
期化し、次にステップ１２３で論理ディスク管理テーブ
ル７を初期化し、次にステップ１２４でキャッシュ管理
テーブル８を初期化し、次にステップ１２５でキャッシ
ュキュー管理テーブル９２を初期化し、次にステップ１
２６で空き領域管理テーブル１００を初期化し、次にス
テップ１２７でバッファ３３１，３３２，３３３を初期
化し、次にステップ１２８で全ての論理ディスクセグメ
ントに対して初期設定をする。

【００４４】ステップ１２３の処理では、各論理ディス
クセグメントのエントリ７９に対して、ｃｈｍ７１をミ
スに、ｃｓｎ７２をnull値に、ｌｄｕ７３を未使用に、
ｌｄｓｔ７４，ｈｄ＿ａｄｄｒ７５，ｄｌｅｎ７６，ｄ
＿ｆｗｄ＿ｐｔｒ７７，ｄ＿ｂｗｄ＿ｐｔｒ７８の値を
すべてnull値にする。

【００４５】ステップ１２４の処理では、各キャッシュ
セグメントのエントリ８０に対して、ｃｓｕを未使用
に、ｃｓｓｔをnull値に、ｃｓｄをノットダーティに、
exist＿bitsをオールオフに、dirty＿bits をオールオ
フに、ｃｌｅｎをnull値に、access＿timeに−∞を、ｃ
＿ｆｗｄ＿ｐｔｒとｃ＿ｂｗｄ＿ｐｔｒをそれぞれ、キ
ャッシュセグメントｉに対して、キャッシュセグメント
（ｉ−１）とキャッシュセグメント（ｉ＋１）のキャッ
シュセグメント番号をセットする。なお、キャッシュセ
グメント０のｃ＿ｂｗｄ＿ｐｔｒと、キャッシュセグメ
ントＮｃｓのｃ＿ｆｗｄ＿ｐｔｒはそれぞれnull値をセ
ットする。

【００４６】ステップ１２５の処理では、図８のキャッ
シュキュー管理テーブルを初期化するが、初期状態で
は、キャッシュセグメントはすべて空き状態である。し
たがって、伸長クリーンキャッシュセグメントのＬＲＵ
キューのＭＲＵポインタ９４及びＬＲＵポインタ９５，
伸長ダーティキャッシュセグメントのＬＲＵキューのＭ
ＲＵポインタ９６及びＬＲＵポインタ９７はnull値とす
る。また、物理ディスクシリンダグループ毎の、圧縮ダ
ーティキャッシュセグメントキューの先頭ポインタ９８
もnull値とする。空きキャッシュセグメントリストの先
頭ポインタ９３は、キャッシュセグメント０のセグメン
ト番号を代入する。

【００４７】ステップ１２６の処理では、空き領域の管
理テーブルを初期化する。ここでは、すべての物理ディ
スク上の領域が空き状態であるものとしてテーブル初期
化を行う。

【００４８】ステップ１２８の処理では、全論理ディス
クセグメントの初期設定を行う。例えばオールゼロや、
オールブランクのような初期化データで、論理ディスク
のセクタを初期化する。この方法は、以下に述べる、ホ
ストコンピュータ１からのライトコマンドの処理と同様
に行うことができる。また、実際に初期化データを、物
理ディスクにライトせずに、ディスク制御装置３で、初
期化データのエミュレーションを行うことも可能であ
る。この場合、論理ディスクの各セクタへの、初期化以
後の、ライトの有無をビット等で管理し、リードに対し
て、ライト有りであれば、通常のリードとして処理し、
ライト無しであれば、ディスク制御装置３が、初期化デ
ータを、ホストコンピュータ１へ返せば良い。

【００４９】次に、ホストコンピュータ１からディスク
５へのリード／ライトコマンドの処理について述べる。
図１３は、リード／ライトコマンド処理の全体フローで
ある。まず、コマンドがリードかライトかを判定する
（ステップ１３１）。ライトであれば、ステップ１３２
へ進み、ヒットミス判定を行う。ヒットミス判定は、ホ
ストコンピュータ１が指定するデータのアドレスから、
データの属する論理ディスクセグメント番号を求め、論
理ディスクセグメントの論理ディスク管理テーブル７の
対応エントリ７９の、ヒットミス判定情報ｃｈｍ７１を
チェックすることにより可能である。ヒットであれば、
ライトヒット処理（ステップ１３３）を行い、ミスであ
れば、ライトミス処理（ステップ１３５）を行い、処理
を終了する（ステップ１３４）。ステップ１３１で、コ
マンドがリードであれば、ステップ１３６へ進み、ヒッ
トミス判定を行う。ヒットであれば、リードヒット処理
（ステップ１３７）を行い、ミスであれば、リードミス
処理（ステップ１３８）を行い、処理を終了する（ステ
ップ１３４）。

【００５０】以下、ライトヒット／ミス，リードヒット
／ミスの各処理を詳細に説明する。ライトミス処理のフ
ローを図１４に示す。まず、ミスした論理ディスクのデ
ータに対して、キャッシュセグメントを新たに割当てて
（ステップ１４１）、ホストコンピュータからの伸長状
態のライトデータをそのまま、割当てたキャッシュセグ
メントへライトする（ステップ１４２）。それから、キ
ャッシュセグメントを、伸長ダーティキャッシュセグメ
ントキューのＭＲＵ位置につなぎ（ステップ１４３）、
ＩＯ完了をホストコンピュータへ報告し（ステップ１４
４）、リターンする。キャッシュセグメントには、伸長
状態のライトデータが格納されているので、キャッシュ
セグメントは、伸長ダーティ状態となる。ステップ１４
１のキャッシュセグメントの割当ては、キャッシュセグ
メントの空きキューを、先頭ポインタ９３から順次検索
し、空きがなければ、キャッシュセグメントのクリーン
キューを、ＬＲＵポインタ９５から順次検索することに
よって、リプレースするキャッシュセグメントを選択す
れば良い。

【００５１】ライトヒット処理のフローを図１５に示
す。まず、ヒットデータが伸長状態か、圧縮状態かを判
定する（ステップ１５１）。ヒットデータが圧縮状態で
あれば、圧縮状態のヒットデータを伸長して、キャッシ
ュセグメントを圧縮し（ステップ１５５）、ステップ１
５２へ進む。これは、キャッシュメモリ３３から、ＤＭ
ＡＣ３０８，バス３０１を介し、圧縮復元部３１３に、
圧縮データを送り、圧縮復元部３１３で、データを復元
し、バス３０１，ＤＭＡＣ３０８を介して、伸長データ
を、キャッシュメモリ３３に返すことにより可能であ
る。ヒットデータが伸長状態であれば、そのままステッ
プ１５２へ進む。ステップ１５２で、ライトデータを、
伸長状態のままキャッシュメモリへ書き込み、ステップ
１５３へ進む。ステップ１５３では、キャッシュセグメ
ントキューの更新を行う。圧縮状態のデータにヒットし
ていた場合には、キャッシュセグメントを、圧縮ダーテ
ィキューからはずして、伸長ダーティキューのＭＲＵ位
置につなぐ。伸長状態のデータにヒットしていた場合に
は、キャッシュセグメントを、それが属していたキュ
ー、即ち、伸長クリーンキューもしくは、伸長ダーティ
キューからはずして、伸長ダーティキューのＭＲＵ位置
につなぐ。それからステップ１５４へ進み、ホストコン
ピュータ１にＩＯ完了を報告し、リターンする。ここで
はライトヒットデータが圧縮状態であった場合に、伸長
してから、データをライトするようにしているが、ライ
ト範囲が圧縮伸長単位であった場合には、伸長せずに、
そのまま上書きすることも可能である。

【００５２】リードヒット処理のフローを図１６に示
す。まず、ヒットデータが伸長状態か圧縮状態かを判定
する（ステップ１６１）。ヒットデータが圧縮状態であ
った場合、圧縮状態のリードヒットデータを伸長し(ス
テップ１６５)、ステップ１６２へ進む。ヒットデータ
が伸長状態であれば、そのままステップ１６２へ進む。
ステップ１６２で、データをキャッシュメモリ３３から
ホストコンピュータ１へ転送し、ステップ１６３へ進
む。ステップ１６３ではキューの更新を行う。ステップ
１６３では、キャッシュセグメントを、それが属してい
たキューからはずし、ヒットデータがクリーン状態であ
れば、伸長クリーンキューのＭＲＵ位置へ、ヒットデー
タがダーティ状態であれば、伸長ダーティキューのＭＲ
Ｕ位置へつなぐ。それから、ステップ１６４へ進み、Ｉ
Ｏ完了をホストコンピュータ１に報告し、リターンす
る。

【００５３】リードミス処理のフローを図１７に示す。
まず、キャッシュセグメントを新たに割当てる（ステッ
プ１７１）。割当てはライトミスと同様に行えばよい。
この場合、リードミスであるから、リードデータはディ
スクに格納されている。しかし、ディスク上の格納位置
と、ホストコンピュータ１が指定してくるリードデータ
のアドレスは、一般的には一致しない。これは、ディス
ク制御装置３で、データ圧縮を行っており、ホストコン
ピュータ１の指定するアドレスと、実際のディスク上の
格納位置との対応付けが動的に変化するためである。そ
こで、ディスク上の格納位置（アドレス）を、ホストコ
ンピュータ１が指定するリードデータのアドレスを基
に、論理ディスク管理テーブル７から算出する。具体的
には、ホストコンピュータ１が指定するリードデータの
アドレスから、論理ディスクセグメント番号を求め、論
理ディスクセグメントのエントリのｈｄ＿ａｄｄｒ７５
をテーブル７から求めることによって、求めることがで
きる（ステップ１７２）。次に、ステップ１７２で求め
た、ディスク上の格納位置を基に、リードデータに対応
する圧縮データをディスク５から、キャッシュメモリ３
３へリードする（ステップ１７３）。次に、リードした
圧縮データを、キャッシュメモリ３３上で伸長し、ステ
ップ１７１で確保したキャッシュセグメントへデータを
格納する（ステップ１７４）。次に、伸長したデータの
うち、リード対象部分を、キャッシュメモリ３３からホ
ストコンピュータ１へ転送する（ステップ１７５）。次
に、キャッシュセグメントを、伸長クリーンキャッシュ
セグメントキューのＭＲＵ位置につなぐ（ステップ１７
６）。最後に、ホストコンピュータ１にＩＯ完了を報告
し（ステップ１７７）、リターンする。

【００５４】以上、通常のリード／ライト処理について
述べた。

【００５５】ライトバックキャッシュを有する、圧縮機
能付きのディスクでも、通常のライトバックキャッシュ
のときと同様に、キャッシュメモリ上のディスク未反映
のデータ、即ち、ダーティデータのディスクライト処理
が必要になる。もし、ダーティデータのディスクライト
処理を行わないと、キャッシュメモリがダーティデータ
でいっぱいになり、その時にキャッシュミスが生じる
と、キャッシュ割当てをするために、ダーティデータの
ディスクライト処理を行わなければならなくなるからで
ある。

【００５６】以降、ダーティデータのディスクライト処
理、即ちライトバック処理について説明する。

【００５７】まず、ライトバック処理の概要を説明す
る。キャッシュメモリ上では、アクセス時刻の新しいデ
ータは、伸長状態で存在する。伸長状態でキャッシュメ
モリに置かれている、ダーティデータのうち、古くなっ
たものを、選択して、キャッシュメモリ上で圧縮する。
圧縮すると、圧縮データの長さが決まるので、圧縮デー
タ長を使用して、ディスク上の格納位置（物理アドレ
ス）を決定する。それから、ディスク上の格納位置に基
づいて、まとめ書き用のキュー、すなわち、物理ディス
クシリンダグループ毎の圧縮ダーティキャッシュセグメ
ントキューにつなぐ。

【００５８】以上の処理とは非同期に、物理ディスクシ
リンダグループ毎の圧縮ダーティキャッシュセグメント
キューを基にして、圧縮ダーティデータのディスクへの
まとめ書きを行う。以下、図面を用いて、ライトバック
処理を詳細に説明する。

【００５９】ライトバック処理は、ライトバックスケジ
ュール処理と、まとめ書き処理とから構成される。ま
ず、ライトバックスケジュール処理を、図４，図１８，
図２０，図２３，図２１を用いて説明する。ライトバッ
クスケジュール処理は次のようになる。まず、ステップ
２０１で、キャッシュメモリ３３上のダーティデータ量
をチェックする。このチェックは、ダーティキャッシュ
セグメントの個数を、常にカウントしておくことによっ
て可能である。チェックの結果、ダーティデータ量が、
閾値αｈ未満であれば、ステップ２０２へ進む。チェッ
クの結果、ダーティデータ量が、閾値αｈ以上であれ
ば、ステップ２０４へ進む。

【００６０】ステップ２０４では、伸長ダーティデータ
のディスクライト準備処理を行う。この処理は、後で、
図１８により詳しく述べる。それから、ステップ２０５
へ進み、再度、キャッシュ上のダーティデータ量のチェ
ックを行う。ダーティデータ量が、閾値αｌ（αｌ＜α
ｈとなるように設定する）以上であれば、ステップ２０
４へ戻り、伸長ダーティデータのディスクライト準備処
理を継続する。ステップ２０５で、ダーティデータ量が
閾値αｌ未満であれば、ステップ２０２へ進む。ステッ
プ２０２では、伸長ダーティキューと、伸長クリーンキ
ューの、それぞれのＬＲＵ位置のキャッシュセグメント
の最終アクセス時刻を比較する。それぞれのキューのＬ
ＲＵ位置のキャッシュセグメントは、キャッシュキュー
管理テーブル９２の伸長ダーティキャッシュセグメント
ＬＲＵキューＬＲＵポインタ９７と、伸長クリーンキャ
ッシュセグメントＬＲＵキューＬＲＵポインタ９５か
ら、セグメント番号を求めることができる。また最終ア
クセス時刻は、キャッシュ管理テーブル８の、access＿
time８７から求めることができる。ステップ202の比較
の結果、伸長ダーティキューのＬＲＵ位置のセグメント
の方が最終アクセス時刻が古ければ、ステップ２０６へ
進む。伸長ダーティキューのＬＲＵ位置のセグメントの
方が、最終アクセス時刻が新しければ、ステップ２０３
へ進む。ステップ２０６で、伸長ダーティデータのディ
スクライト準備処理を行い、ステップ２０２へ戻る。ス
テップ２０３では、一定時間待ち、ステップ２０１へ戻
る。

【００６１】次に、伸長ダーティデータのディスクライ
ト準備の処理について説明する。

【００６２】図１８は、キャッシュメモリ上の、伸長状
態のダーティデータのディスクライト準備の処理フロー
チャートである。まず始めに、伸長ダーティキューのＬ
ＲＵ位置のキャッシュセグメントを、ディスクへライト
バックする対象データとして選択する(ステップ１８
１)。次に、ステップ１８１で選択した伸長ダーティデ
ータが、完全か不完全かを判定する。データが完全であ
った場合、ステップ１８３へ進む。データが不完全であ
った場合、ステップ１８６へ進む。ステップ１８６で、
選択した対象データに対応する圧縮データのディスク上
の格納アドレスを、論理ディスク管理テーブルから求
め、ディスクから圧縮データをリードする。次に、ステ
ップ１８７で、リードした圧縮データを伸長する。次
に、ステップ188で、伸長したリードデータを用いて、
ライトバック対象として選択した不完全な伸長ダーティ
データを、有効データで満たす。それからステップ１８
３へ進む。ステップ１８３では、完全な状態の、選択し
た伸長ダーティデータを圧縮する。それからステップ１
８４で、圧縮したダーティデータのディスク上の格納位
置、即ち物理アドレスを決定する。それからステップ１
８５で、圧縮したダーティデータをまとめ書き用のキュ
ーにつなぎ、まとめ書きの準備をし、リターンする。

【００６３】図２０により、圧縮ダーティデータの物理
アドレス決定方法を詳細に説明する。まず、ステップ２
１で、現在ディスクに格納されている、対象データに対
応する圧縮データ（旧圧縮データと呼ぶことにする）の
データ長を、論理ディスク管理テーブル７の、ｄｌｅｎ
７６から求め、変数Ｌ０に代入する。一方、ディスクに
ライトしようとしている対象データを、ステップ１８３
で圧縮していた。この、ディスクへのライト対象の圧縮
データ（新圧縮データと呼ぶことにする）のデータ長を
変数Ｌ１に代入する。

【００６４】それから、ステップ２２で、Ｌ０とＬ１の
大きさを比較する。Ｌ１≦Ｌ０であった場合、ステップ
２３へ進む。この場合、圧縮したライトデータが、元の
圧縮データの大きさ以下であるので、元の領域にそのま
ま書くことができる。そこで、ステップ２３では、元の
圧縮データ（旧圧縮データ）に、ディスクライトしよう
とする、圧縮データ（新圧縮データ）を上書きし、それ
からリターンする。ステップ２２で、Ｌ１＞Ｌ０であっ
た場合、ステップ２４へ進む。ステップ２４で、旧圧縮
データの直後に、（Ｌ１−Ｌ０）以上の大きさの空き領
域があるか否かをチェックする。ここで、論理ディスク
管理テーブル７から、対象データのディスク上での直後
の、圧縮された論理ディスクセグメントの番号を求め、
そのディスク上の先頭アドレスを、やはりテーブル７か
ら求めることにより、旧圧縮データの直後の空き領域の
大きさを求めることができる。（Ｌ１−Ｌ０）以上の大
きさの空き領域があった場合、ステップ２５へ進み、旧
圧縮データとその直後の空き領域を、一つの連続した領
域とみなして、その先頭から新圧縮データを書き込み、
それからリターンする。ステップ２４で、（Ｌ１−Ｌ
０）以上の大きさの空き領域がなかった場合、ステップ
２６へ進み、旧圧縮データの近傍から、Ｌ１以上の大き
さの連続した空き領域を検索し、新圧縮データを書き込
み、リターンする。前述の空き領域の検索は、例えば、
図３の、空き領域管理テーブル６００を使用して、旧圧
縮データの位置を基点として、その近傍から、Ｌ１以上
の大きさの空き領域をサーチすることによって可能であ
る。また、論理ディスク管理テーブル７の、ｄ＿ｆｗｄ
＿ｐｔｒ，ｄ＿ｂｗｄ＿ｐｔｒを使用して、旧圧縮デー
タの位置を基点として、ディスク上前方および／または
後方の、論理ディスクセグメントをポインタで順次たぐ
ってゆき、間にある空き領域の大きさをＬ１と比較する
ことによっても可能である。また、図９に示した空き領
域管理テーブルを用いて、Ｌ１の大きさの連続空き領域
を、リストアップし、その中から、元の領域に最も近
い、空き領域を見つけて割当て、新圧縮データを書き込
むという方法によることも可能である。

【００６５】図２３により、圧縮ダーティデータの物理
アドレス決定方法の代替案を説明する。

【００６６】まず、ステップ２３０１で、変数Ｓ１にデ
ィスクの物理容量をセットし、変数Ｓ２に圧縮機能付き
ディスクの、ホストコンピュータに見せる容量、即ち、
公称容量をセットする。ここでは、公称容量は、物理容
量をデータの平均圧縮率（データが１／２になったと
き、平均圧縮率は０.５とする。）で割った値とする。
さらに変数ｘに、今ディスクにライトしようとしてい
る、伸長ダーティデータの論理アドレスをセットする。
さらに、ｙ＝ｘ×Ｓ１／Ｓ２とする。ここで、ｙは、論
理アドレスｘのデータを、物理ディスクのどの位置に格
納しようかという、目標の物理アドレスである。次に、
ステップ２３０２で、物理ディスク上で、アドレスｙに
なるべく近いところからＬ１以上の大きさの連続空き領
域を検索し、圧縮したデータをライトする。この方法に
よれば、伸長ダーティデータは、ディスクへライトしよ
うとする度に、その論理アドレスに平均圧縮率を乗じ
た、アドレスの位置を目標として、その近傍にデータを
ライトし、リターンする。

【００６７】図２１により、まとめ書きの準備処理を説
明する。ステップ２１０１で、ディスクへライトしよう
とする伸長ダーティデータのあるキャッシュセグメント
を、伸長ダーティキューからはずし、キャッシュセグメ
ントを空きとする。それからステップ２１０２で、圧縮
したディスクライト対象の圧縮ダーティデータを、ステ
ップ１８４で決定した物理アドレスに基づき、物理ディ
スクシリンダグループの番号を算出し、その番号の物理
ディスクシリンダグループの圧縮ダーティキャッシュセ
グメントの物理アドレス順のキューに、データの物理ア
ドレスに基づいてつなぎ、リターンする。

【００６８】まとめ書き用の、物理ディスクシリンダグ
ループ毎の、圧縮ダーティキューに接続された、圧縮ダ
ーティセグメントは、まとめ書き処理（ステップ１９
１）により、リード／ライト処理、及びダーティデータ
のディスクライト準備処理、とは非同期にディスクへま
とめ書きする。このまとめ書きのステップでは、基点と
なる圧縮ダーティデータ、或いは、基点となる物理アド
レスを、カレントなヘッド位置を用いてＳＳＴＦ(Short
est Seek Time Fast）アルゴリズムや、ＳＣＡＮアルゴ
リズムを使用して決める、或いは、圧縮ダーティデータ
の、圧縮時刻順や、データへのホストコンピュータから
の最終アクセス時刻が古い順、あるいは管理するキュー
中でのデータの並ぶ順序により決めることができる。ま
た、基点の近傍の圧縮ダーティデータの検索は、図８の
キャッシュキュー管理テーブルの、物理ディスクセグメ
ントグループの圧縮ダーティキャッシュセグメントの物
理アドレス順のキューのポインタから、キューを検索す
ることによって可能である。ここで、圧縮ダーティデー
タを、物理アドレスで管理するデータ構造としては、物
理ディスクに対し、物理シリンダ毎に該当データの有無
と、該当データが有る場合にアロケートするトラック管
理テーブルへのポインタとを有するシリンダ管理テーブ
ルと、シリンダ毎に、シリンダ内のトラック上の該当デ
ータの有無と、該当データが有る場合、そのデータの管
理情報へのポインタを有するトラック管理テーブルと
の、二段のテーブル構造を採用することもできる。

【００６９】圧縮機能付きディスクにおいては、ライト
時に、圧縮データの長さが変動するので、時間が経つ
と、論理アドレスと物理アドレスの対応の順序性が失わ
れ、空き領域のフラグメント化が生じる。そのため、い
わゆるコンパクションと呼ばれる、空き領域の収集処理
や、論理アドレス順に、ディスク上の格納位置を並べ直
すソート処理等の、ディスクの再構成処理が、必要であ
る。図２２に、ディスク再構成処理の、起動フローを示
す。

【００７０】本実施例の、実現上の代替案を、図２４，
図２５，図２６，図２７，図２８を用いて、以下に示
す。

【００７１】図２４及び図２５は、圧縮ダーティデータ
を、ディスクにライトする際に、圧縮データのディスク
上後方に余分な領域ができた場合、その領域の扱い方を
示す。

【００７２】図２４は、圧縮ダーティデータを、旧圧縮
データ上に上書きしたとき（ステップ２３）に、新圧縮
データの後部にＬ０−Ｌ１の大きさの余分な領域ができ
た場合に、その領域の全部／または一部を空き領域とし
て開放し（ステップ２７）、その空き領域に直接、別の
データを書き込んだり、コンパクション処理によりその
空き領域を移動してデータ格納に利用することを可能と
する方法を示す。

【００７３】図２５では、圧縮ダーティデータを、旧圧
縮データ上に上書きしたとき（ステップ２３）に、新圧
縮データの後部にＬ０−Ｌ１の大きさの余分な領域がで
きた場合に、その領域の全部／または一部を空き領域と
しないでおき、将来、対応するデータの圧縮データ長が
増加した場合に、ディスク上の格納位置の変更をしない
で元の領域にデータをライトすることを可能として、デ
ータの論理アドレスと物理アドレスの順序性をできるだ
け損なわないようにする方法を示す。

【００７４】図２６では、圧縮ダーティデータのデータ
長Ｌ１が、旧圧縮データのデータ長Ｌ０よりも長い場合
（ステップ２４）に、旧圧縮データの後方のデータを別
領域に移動し（ステップ２９）、旧圧縮データの後方に
十分な大きさの空き領域を作って旧圧縮データの格納領
域と後続の空き領域をつなげて、そこに新圧縮データを
書く方法を示している。

【００７５】図２７は、圧縮ダーティデータのディスク
ライト処理の延長上で、ディスク上の空き領域集め（コ
ンパクション）処理を起動する方法を示している。図２
７中で、旧圧縮データ上に、そのままでは新たな圧縮デ
ータをライトできない場合に、コンパクション処理を起
動し（ステップ２Ｂ）、それから旧圧縮データの近傍に
必要な大きさの空き領域を見つけてデータをライトする
（ステップ２Ｃ）。コンパクション処理の起動方法とし
ては、元の領域にそのままではデータがライトできない
事象の発生回数をカウントして閾値比較をする、あるい
は、前記事象発生時に、ディスク上のフラグメンテーシ
ョン度合いをチェックしたうえでコンパクション処理を
起動するなど、いくつかの方法が考えられる。

【００７６】図２８は、圧縮データを、分割してディス
クに格納する方法を示している。図２８では、そのまま
では、新たな圧縮データを、元の領域にライトできない
場合に、圧縮データを分割して、ディスク上で分散させ
て、元の領域の近傍に格納する（ステップ２Ｄ）。この
方法を用いれば、これまで述べた方法に比べて、ディス
クのコンパクション処理を減らすことができる。

【００７７】以上により、ライトバックキャッシュとデ
ータ圧縮機能を採用したディスク制御装置において、ホ
ストコンピュータからみえる論理的なデータのアドレス
と圧縮されたデータのディスク上の格納アドレスとの間
の順序性をできるだけ保つことにより、シーケンシャル
リード性能や先読み効果の低下を防止することができる
ようになる。また、同時にキャッシュ上のディスク未反
映のダーティデータのまとめ書きを行うことが可能にな
る。

【００７８】これにより、ビットコストが良い、高性能
なディスク装置を実現できる。

【００７９】（２）次に、本発明を実施した、圧縮機能
とライトバックキャッシュを有する、ディスク制御装置
の第二の実施例を述べる。本実施例では、古くなったダ
ーティデータを、ディスクライトに備えて圧縮し、ディ
スク上の格納位置（物理アドレス）を決めた後、特に圧
縮したダーティデータを、物理アドレスから検索可能な
キューにつなぐことはしない。まとめ書きデータの検索
は、論理アドレス上近傍の圧縮ダーティデータを、検索
し、そのデータの物理アドレスをチェックし、物理アド
レス上近傍のものだけを選択することにより行う。この
方法では、第一の実施例に比べて、プログラム構造が簡
単になることと、メモリ使用量を少なくできることが利
点である。

【００８０】本実施例の大部分は、第一の実施例と同一
であるので、違う部分だけを、図２９，図３０，図３
１，図３２を用いて説明する。

【００８１】図３１中の、３１００は、物理ディスク管
理テーブルである。３１０１は、各物理ディスクの管理
単位に、論理データが割当てられているか否かを示すデ
ータ有無フラグであり、３１０２は、割当てられている
論理ディスクセグメントの番号である。図３２は、圧縮
ダーティキャッシュセグメントのキューの先頭及び末尾
のポインタを示している。

【００８２】図２９は、キャッシュ上の伸長ダーティデ
ータのディスクライト準備の処理を示している。ステッ
プ１８４までは、第一の実施例の、図１８に示す処理と
同一である。ステップ１８４で、圧縮ダーティデータの
物理アドレスを決定する。次に、ステップ１８９へ進
み、当該圧縮ダーティデータに対応するテーブルをセッ
トする。具体的には、図５に示される、論理ディスク管
理テーブル７中で、当該データに対応する論理ディスク
セグメントエントリの、物理ディスク上の位置情報、即
ち、ｈｄ＿ａｄｄｒ７５，ｄｌｅｎ７６，ｄ＿ｆｗｄ＿
ｐｔｒ７７，ｄ＿ｂｗｄ＿ｐｔｒ７８をセットする。こ
の実施例では、圧縮ダーティデータは、圧縮ダーティデ
ータ専用の１本のキューにて、管理する。即ち、該当デ
ータを、伸長ダーティデータのキューからはずし、圧縮
ダーティデータのキューにつなぐ。対応して、キャッシ
ュ管理テーブル８中のｃ＿ｆｗｄ＿ｐｔｒ，ｃ＿ｂｗｄ
＿ｐｔｒ等も更新する。

【００８３】図３０は、本実施例におけるまとめ書き処
理を示す。まとめ書き処理では、まずまとめ書き対象の
圧縮ダーティデータ或いはまとめ書きの基点とする物理
アドレスを決定し（ステップ１９２）、ステップ１９２
で決定した基点の、論理アドレスを元に、論理ディスク
管理テーブル７から、その論理アドレス近傍の論理ディ
スクセグメントのエントリのｃｓｎ７２からキャッシュ
管理テーブルを引き、更に対応するキャッシュセグメン
トエントリの、ｃｓｄ８３，ｃｓｓｔ８２から、圧縮ダ
ーティデータの有無を調べて、圧縮ダーティデータの有
る論理ディスクセグメントを選出し（ステップ１９
３）、更に、論理ディスク管理テーブル７の論理ディス
クセグメントエントリのｈｄ＿ａｄｄｒ７５から、基点
とする物理アドレスの近傍にあるか否かをチェックし
て、基点物理アドレス上近傍の、圧縮ダーティデータ
を、選び(ステップ１９４)、まとめ書きを行う(ステッ
プ１９５)。

【００８４】まとめ書き対象の圧縮ダーティデータか
ら、論理アドレスを求めることは、キャッシュ管理テー
ブル８の、ｌｄｓｎ８Ａを用いることによって可能であ
る。

【００８５】基点の物理アドレスから、対応する論理ア
ドレスを求めることは、図３１の物理ディスク管理テー
ブルを用いて、物理アドレスから物理ディスクに割当て
られているデータの論理アドレスを求めることによって
可能である。

【００８６】また、本実施例では、圧縮したダーティデ
ータは、第一の実施例のように物理ディスクシリンダグ
ループ毎に管理するのではなく、図３２に示す、圧縮し
た時刻順の、圧縮ダーティキャッシュセグメントのＦＩ
Ｆ０キューによって管理する。

【００８７】本実施例により、プログラム構造を簡単に
して、メモリ使用量を少なくして、圧縮ダーティデータ
のディスクへのまとめ書きを行うことができる。

【００８８】

【発明の効果】本発明により、ライトバックキャッシュ
とデータ圧縮機能を採用したディスク制御装置におい
て、ホストコンピュータからみえる論理的なデータのア
ドレスと圧縮されたデータのディスク上の格納アドレス
との間の順序性をできるだけ保つことにより、シーケン
シャルリード性能や先読み効果の低下を防止することが
できるようになる。また、同時にキャッシュ上のディス
ク未反映のダーティデータのまとめ書きを行うことが可
能になる。

【００８９】これにより、ビットコストが良い、高性能
なディスク装置を実現できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を適用するディスク制御装置の位置付け
を示すブロック図。

【図２】圧縮機能付きディスク制御装置のハードウェア
のブロック図。

【図３】ディスク上の空きセクタを管理する管理テーブ
ルの説明図。

【図４】ライトバックスケジュール処理のフローチャー
ト。

【図５】制御に使用する論理ディスク管理テーブルの説
明図。

【図６】制御に使用するキャッシュ管理テーブルの説明
図。

【図７】キャッシュメモリのデータ格納部の説明図。

【図８】キャッシュセグメントのキューを管理するテー
ブルの説明図。

【図９】ディスク上の空き領域を管理するテーブルの説
明図。

【図１０】空き領域管理エントリを示す説明図。

【図１１】メモリの使用の仕方、即ちメモリ構成を示す
説明図。

【図１２】ディスクの初期化処理のフローチャート。

【図１３】ディスクへのリード／ライトの処理フローチ
ャート。

【図１４】ライトミス時の処理フローチャート。

【図１５】ライトヒット時の処理フローチャート。

【図１６】リードヒット時の処理フローチャート。

【図１７】リードミス時の処理フローチャート。

【図１８】伸長ダーティデータのディスクライト準備の
処理フローチャート。

【図１９】まとめ書き処理を示す説明図。

【図２０】圧縮ダーティデータの、ディスク上の格納位
置、即ち物理アドレスを決定する方法の処理フローチャ
ート。

【図２１】まとめ書きの準備の処理フローチャート。

【図２２】ディスク再構成処理の起動の仕方を示すフロ
ーチャート。

【図２３】圧縮ダーティデータの物理アドレスの決定方
法の代替案の処理フローチャート。

【図２４】ディスク更新時の後続領域の扱いの一方法を
示すフローチャート。

【図２５】ディスク更新時の後続領域の扱いの一方法を
示すフローチャート。

【図２６】圧縮データのディスク格納の一方法を示すフ
ローチャート。

【図２７】圧縮データのディスク格納時に、連携して空
き領域集め（コンパクション）処理を起動する場合の、
処理フローチャート。

【図２８】圧縮データを分割してディスクに分散格納す
る一方法の処理フローチャート。

【図２９】論理アドレスを用いてまとめ書きデータを見
つける場合の、伸長ダーティデータのディスクライト準
備の処理を示す説明図。

【図３０】論理アドレスを用いてまとめ書きデータを見
つける場合の、まとめ書き処理の処理フローチャート。

【図３１】物理ディスク管理テーブルの説明図。

【図３２】圧縮ダーティキャッシュセグメントのキュー
を示す説明図。

【符号の説明】

１８１…ダーティデータを選択するステップ、１８２…
判定するステップ、１８３…選択したデータを圧縮する
ステップ、１８４…圧縮したダーティデータのディスク
上の格納位置、１８５…まとめ書き準備を行うステッ
プ、１８６…対応するデータをディスクから読み出すス
テップ、１８７…ディスクから読み出した圧縮状態のデ
ータを伸長するステップ、１８８…伸長したリードデー
タを用いて、データを揃えるステップ。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者阿知和恭介神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地株式会社日立製作所システム開発研究所内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ライトバックキャッシュとデータ圧縮機能
を採用したディスク制御装置において、キャッシュメモ
リ中のダーティな伸長状態の、最新アクセス時刻が古く
なった、即ちＬＲＵデータを選択し、圧縮するステップ
と、論理アドレスと物理アドレスの対応と、ディスク上
の空き領域を管理する管理情報を用いて、前記圧縮する
ステップで圧縮したデータのディスク上の格納位置、即
ち、物理アドレスを、論理アドレスと物理アドレスの順
序性ができるだけ損なわれないように、決定するステッ
プとを含むことを特徴とするディスク制御方法。
【請求項２】請求項１において、ディスク上の物理アド
レス毎に、圧縮されたダーティデータの有無を表す情報
と、前記圧縮されたダーティデータが存在する場合、当
該データの管理情報へのポインタを管理するテーブルを
用いて、圧縮したダーティデータの物理アドレスに従っ
て、前記テーブルをセットするステップとを含むディス
ク制御方法。
【請求項３】請求項１において、圧縮データのディスク
上の格納位置を、ディスク上の前記圧縮データに対応す
る更新前の圧縮データの位置を基点として、圧縮データ
のデータ長が更新前の圧縮データのデータ長以下である
時には、更新前の圧縮データの格納位置と同一とし、圧
縮データのデータ長が、更新前の圧縮データのデータ長
よりも大きい時には、更新前の圧縮データのディスク上
直後の空き領域の有無と、空き領域の長さのチェックを
行い、後方の空き領域を更新前の圧縮データに接続して
一つの連続領域とした場合に、圧縮データが、当該領域
内に収まる場合には、圧縮データのディスク上の格納位
置を、更新前の圧縮データの格納位置と同一とし、圧縮
データが、領域内に収まらない場合には、更新前の圧縮
データのディスク上の格納位置の近傍から、圧縮データ
を格納可能な大きさの空き領域を捜して、その空き領域
を、圧縮データのディスク上の格納位置とするディスク
制御方法。
【請求項４】請求項３において、キャッシュ上のダーテ
ィデータを圧縮し、その圧縮データ長が、ディスク上の
対応する旧圧縮データのデータ長よりも短くなった時
に、新しい圧縮データを、旧圧縮データ上に格納する
が、その際に、旧圧縮データが格納されていたディスク
上の領域のうち、新しい圧縮データが格納されなかっ
た、後部の領域の全てまたは一部を、空き領域とするデ
ィスク制御方法。
【請求項５】請求項３において、キャッシュ上のダーテ
ィデータを圧縮し、その圧縮データ長が、ディスク上の
対応する旧圧縮データのデータ長よりも短くなった時
に、新しい圧縮データを、旧圧縮データ上に格納する
が、その際に、旧圧縮データが格納されていたディスク
上の領域のうち、新しい圧縮データが格納されなかっ
た、後部の領域の全てまたは一部を、将来の圧縮データ
長の増加に備えて、空き領域としないで、確保したまま
にするディスク制御方法。
【請求項６】請求項１において、キャッシュ上のダーテ
ィデータを圧縮し、その圧縮データ長が、ディスク上の
対応する旧圧縮データのデータ長よりも長くなった時
に、旧圧縮データの直後に、旧圧縮データと接続して
も、新しい圧縮データを格納するに十分な大きさの空き
領域がないときに、旧圧縮データの後方のデータを、デ
ィスク上の別の位置にある領域に移動することによっ
て、新しい圧縮データを、旧圧縮データの格納位置に格
納可能な大きさの、空き領域を作成し、新しい圧縮デー
タを、旧圧縮データの格納位置に格納するディスク制御
方法。
【請求項７】請求項１において、キャッシュ上のダーテ
ィデータを圧縮し、その圧縮データ長が、ディスク上の
対応する旧圧縮データのデータ長よりも長くなった時
に、旧圧縮データの直後に、旧圧縮データと接続して
も、新しい圧縮データを格納するに十分な大きさの空き
領域がないときに、空き領域を集めるコンパクション処
理を起動するディスク制御方法。
【請求項８】請求項１において、圧縮したキャッシュ上
のダーティデータを、ディスクに格納する時に、キャッ
シュ上のダーティデータを分割して、ディスク上に分散
して格納することを許すディスク制御方法。
【請求項９】請求項１において、ディスクの論理アドレ
スから物理アドレスを引くことができるテーブルを利用
することによって、論理アドレスと物理アドレスの対応
を管理するディスク制御方法。
【請求項１０】請求項１において、ディスク上の空き領
域を、ディスクのブロック毎に、前記ブロックが空き状
態か否かをビット値によって示すビットマップ情報を用
いて管理するディスク制御方法。
【請求項１１】請求項１において、ディスク上の空き領
域を、空き領域のサイズ毎に管理することにより、必要
な大きさの空き領域の検索を高速に行うディスク制御方
法。
【請求項１２】請求項１において、圧縮データのディス
ク上の格納位置を、データの論理的なアドレスに、ディ
スク内のデータの平均圧縮率を乗じた値を、圧縮データ
のディスク上の格納位置の基点アドレスとし、基点アド
レスの近傍から、空き領域を検索して、圧縮データのデ
ィスク上の格納位置とするディスク制御方法。
【請求項１３】請求項１において、圧縮されたキャッシ
ュ上のダーティデータを、ディスクにまとめ書きしよう
とする時に、ディスク上の論理アドレス毎に、圧縮され
たダーティデータの有無を表す情報と、圧縮されたダー
ティデータが存在する場合、そのディスクへの格納位置
即ち物理アドレスとを管理するテーブルを用いて、まず
論理アドレス上近傍の圧縮されたダーティデータを選び
出すステップと、前記選び出すステップで選び出した圧
縮されたダーティデータのうち、前記テーブルにより、
物理アドレス上近傍のものだけを選択するステップによ
り、まとめ書き対象の、圧縮されたダーティデータを選
択することにより、キャッシュ上のディスク未反映のダ
ーティデータのまとめ書きを可能とするディスク制御方
法。
【請求項１４】請求項２において、圧縮されたダーティ
データをディスクへライトしようとする時に、圧縮され
たダーティデータのディスクへの格納位置を管理するテ
ーブルを用いて、次にディスクライトすべき圧縮された
ダーティデータを決めるディスク制御方法。
【請求項１５】請求項２において、圧縮されたダーティ
データをディスクへライトしようとする時に、圧縮され
たダーティデータのディスクへの格納位置を管理するテ
ーブルと、現在のヘッドのシリンダ位置情報とを併用し
て、次にディスクライトすべき圧縮されたダーティデー
タを決めるディスク制御方法。
【請求項１６】請求項２において、圧縮されたダーティ
データをディスクへライトしようとする時に、圧縮され
たダーティデータの圧縮した時刻順、あるいは圧縮前の
伸長状態のダーティデータへのホストコンピュータから
の最終アクセス時刻が古い順、あるいは圧縮前の伸長状
態のダーティデータを管理するキュー中のデータの順序
を用いることによって、次にディスクライトすべき圧縮
されたダーティデータを決めるディスク制御方法。