JPH07334425A - ディスクキャッシュ制御方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 ライトバック方式のディスクキャッシュの性
能の向上を図るディスクキャッシュ制御方式を提供す
る。 【構成】 ホスト１とディスク装置２とのデータ転送を
制御するディスク制御装置３は、ディスク装置２のセク
タよりも整数倍大きいキャッシュブロックをキャッシュ
メモリ４の管理単位として管理するキャッシュ制御部５
と、キャッシュメモリ４上のデータの状態をブロック情
報として管理するキャッシュ管理テーブル６と、を有す
る。ブロック情報は、キャッシュブロックの有効、更新
及びキャッシュブロック内の各セクタ毎の有効、更新等
キャッシュブロック内の状態に関する情報を含んでお
り、この情報に基づいてキャッシュメモリ４のデータの
有効性を判断し、ＬＲＵが低くアクセス要求のあるキャ
ッシュブロック近傍のキャッシュブロックからライトバ
ック処理を行う。

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
制御方式、特にライトバック方式のディスクキャッシュ
において、その性能の向上とキャッシュメモリ上で発生
するエラー処理に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】ディスク装置はその機械的な構造上一旦
アクセスするとシーク時間と回転待ち時間を要し、アク
セス時間が主記憶等に比べて非常に遅くなってしまう。
そこでディスク制御装置上にデータの一部を保持するキ
ャッシュメモリを設けている。このキャッシュの処理
は、ディスク装置へ一旦アクセスしたらホストコンピュ
ータ（以下、ホストという）からの要求以上にデータを
リードするように、ディスクキャッシュをブロックに区
切り管理していた。データを余分にリードする時間は上
記機械的なアクセス時間にくらべれば許容できる値だか
らである。このようにして、一度ディスクにアクセスし
たら、余分にデータをリードしておき、次に連続してア
クセスした場合にはディスク装置にアクセスせず、高速
に処理できるようにしていた。

【０００３】例えば、特開平５−３１４００６号公報で
は、キャッシュのブロックを１６セクタに分けて管理し
ている。これにより、ディスク装置からキャッシュメモ
リへのリードでは、ホストからの要求が１６セクタ未満
の場合でも１６セクタ分のリードを行うので、先読み効
果がありキャッシュのヒット率を向上させる。一方、ラ
イトの場合には、ホストからの要求が１６セクタ未満で
あると、一旦キャッシュブロック上の足りないデータを
補完してからデータをライトするいわゆるリードモディ
ファイライトが発生してしまう。

【０００４】また、ライトバック方式のディスクキャッ
シュでは、ホストからの要求に対してキャッシュメモリ
上に空きがなくなった時行われるリプレース処理におい
て、そのリプレースするキャッシュブロックが更新され
ていたならば、まず、その更新データをディスク装置へ
書き戻し、その後、ホストからの要求に該当するデータ
をキャッシュメモリに読み込んだ後、ホストからの要求
をキャッシュメモリにライトする処理が必要になり、性
能の低下につながっている。つまり、ホストから１つの
アクセス要求に対して、更新データの書き戻し及びライ
ト要求に該当するデータの読込みという２度のディスク
装置へのアクセスが必要になる。これを回避するため
に、あるタイミングで更新データをディスク装置へ書き
戻すライトバック処理をホストからの要求とは別に行
い、上記のような１つのアクセス要求に対して、２度の
ディスク装置へのアクセスをなるべく少なくするように
して、上記のようなリプレース処理のオーバーヘッドを
短縮している。

【０００５】例えば、特開平５−３０３５２８号公報で
は、ライトバックを起動するタイマーを設け、そのタイ
マー値はキャッシュメモリ上にある更新データの数によ
って決定し、その数が多ければ、頻繁にライトバックを
行い、逆に少なければ、ライトバックをあまり行わない
よう制御している。そして、そのタイミングに応じてキ
ャッシュブロックのＬＲＵ順位で下位のキャッシュブロ
ックからライトバックを行っていた。

【０００６】また、キャッシュブロックからのデータの
読出しが訂正不能なエラーが発生した場合、このブロッ
クがキャッシュメモリ上にある間はエラーを常にホスト
へ報告できるが、リプレース処理でこのキャッシュブロ
ックをディスク装置へ書き戻すと、誤ったデータを書き
込んでしまい、以降エラーは検出できなくなる。そのた
め、何等かの方法でエラー情報を残す必要がある。

【０００７】例えば、特開平５−１８９３４６号公報で
は、エラーを示すエラーフラグをディスク装置の物理セ
クタへＩＤ情報と共に書き込み、読出し時にこの情報か
らエラーの判別を行っている。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】従来のディスクキャッ
シュ制御は以上のように構成されているので、ホストか
らのアクセス要求がキャッシュブロックよりも小さい場
合に、リードモディファイライトが必要になり、性能の
低下につながっていた。

【０００９】また、ライトバックのキャッシュブロック
を上記のように決定していたので、ＬＲＵが低くライト
バックに決定したキャッシュブロックと、実際にホスト
からのアクセス要求によってリプレースされるキャッシ
ュブロックとが必ずしも一致するとは限らず、せっかく
ライトバック処理を実行していても、実際に必要になる
キャッシュブロックには空きができていないという問題
点があった。

【００１０】また、エラー情報をディスク装置の物理セ
クタにＩＤ情報と共に直接書く方法は、直接ディスク装
置を制御するような装置では良いが、最近広く普及して
いるＳＣＳＩのディスク装置を使用している制御装置で
は、ディスク装置の物理セクタへ直接書き込むことがで
きないという問題点があった。

【００１１】この発明は上記のような問題点を解消する
ためになされたもので、キャッシュブロックをディスク
装置の最少記億単位であるセクタよりも大きくし、ホス
トからのキャッシュブロック未満のライトアクセス要求
があってもリードモディファイライトによるリプレース
処理のオーバーヘッドをなくすディスクキャッシュ制御
方式を提供することを目的とする。

【００１２】また、ライトバック処理は、ホストからの
要求によってリプレースされ得るブロックを行うディス
クキャッシュ制御方式を提供することを目的とする。

【００１３】更に、広く普及しているＳＣＳＩディスク
装置を使用しても、キャッシュメモリ上のエラーをハー
ドウェアの追加なしで簡単にエラー情報を残せるディス
クキャッシュ制御方式を提供することを目的とする。

【００１４】

【課題を解決するための手段】以上の目的を達成するた
めに、請求項１記載の発明は、ホストコンピュータとデ
ィスク装置との間のデータ転送をキャッシュメモリを用
いて制御するディスク制御装置による、前記ホストコン
ピュータからのライトデータは前記キャッシュメモリに
だけ書き込み前記ディスク装置には書き込まずに前記ホ
ストコンピュータへ処理終了を伝えるライトバック方式
のディスクキャッシュ制御方式において、前記ディスク
装置の最少記憶単位よりも整数倍大きい単位を前記キャ
ッシュメモリの管理単位として管理するキャッシュ制御
手段と、前記キャッシュメモリを前記管理単位に分割し
たキャッシュブロックと一対一に対応させ前記キャッシ
ュブロック及び前記最少記憶単位の状態を含むブロック
情報を保持するキャッシュ管理テーブルと、を有し、前
記ブロック情報に含まれるキャッシュブロック内の状態
に基づいて前記キャッシュメモリのデータの有効性を判
断することを特徴とする。

【００１５】請求項２記載の発明は、請求項１記載のデ
ィスクキャッシュ制御方式において、前記ブロック情報
は、キャッシュブロックに含まれているデータの有効性
及び更新の有無と、キャッシュブロック内の各セクタ毎
の有効性及び更新の有無と、に関する情報を含むことを
特徴とする。

【００１６】請求項３記載の発明は、ホストコンピュー
タとディスク装置との間のデータ転送をキャッシュメモ
リを用いて制御するディスク制御装置による、前記ホス
トコンピュータからのライトデータは前記キャッシュメ
モリにだけ書き込み前記ディスク装置には書き込まずに
前記ホストコンピュータへ処理終了を伝えるライトバッ
ク方式のディスクキャッシュ制御方式において、前記キ
ャッシュメモリ上の更新データをディスク装置へ書き戻
すライトバック処理がなされるキャッシュブロックを決
定するライトバックブロック決定手段と、前記ライトバ
ックブロック決定手段からのライトバック要求をキュー
上に保持するライトバック要求キュー手段と、前記ライ
トバック要求キュー手段に従って前記キャッシュブロッ
クを前記ディスク装置へ書き戻すライトバック制御手段
と、を有し、ライトバック処理がなされるキャッシュブ
ロックは前記ホストコンピュータからのアクセスがあっ
たキャッシュブロック近傍のキャッシュブロックを選択
することを特徴とする。

【００１７】請求項４記載の発明は、請求項１または請
求項３記載のディスクキャッシュ制御方式において、前
記ライトバック方式による前記キャッシュメモリからの
データの読出し時にエラーが発生した場合には、前記デ
ィスク装置への書込みデータに誤ったエラーコードを付
加して前記ディスク装置へライトコマンドを発行するこ
とを特徴とする。

【００１８】

【作用】この発明におけるディスクキャッシュ制御方式
は、ホストからのアクセス要求がキャッシュブロックの
サイズよりも小さいときに、キャッシュ管理テーブルが
有するキャッシュブロック内の最少記憶単位の状態に関
する情報でキャッシュブロック内のデータの有効性を管
理するので、キャッシュブロック内の足りないデータを
リードするリードモディファイライトを必要としない。
従って、ディスク装置へのアクセス時間を短縮すること
ができる。

【００１９】また、ホストからのアクセス要求があった
とき、ライトバックブロック決定手段は、アクセス要求
に対応するキャッシュブロックの近傍を主にライトバッ
クする。これは、将来ホストにアクセスされリプレース
を行わなければならないであろうキャッシュブロックを
あらかじめライトバックすることに相当する。従って、
キャッシュとしての性能の向上を図ることができる。

【００２０】更に、キャッシュメモリからのデータの読
出しに訂正不能のエラーが発生した場合には、誤ったエ
ラーコードをデータに付加してライトコマンドを発行す
るので、次回この部分をディスク装置から読み出したと
きに、ホストにエラーを確実に報告することができる。

【００２１】

【実施例】以下、この発明の一実施例を図について説明
する。図１には、ホスト１と、ホスト１からのデータを
記憶するディスク装置２と、ホスト１とディスク装置２
とのデータ転送を制御するディスク制御装置３と、が示
されている。このディスク制御装置３は、ホスト１から
のライトデータはキャッシュメモリにだけ書き込みディ
スク装置２には書き込まずにホスト１へ処理終了を伝え
るライトバック方式によりライトバック処理を行う。本
実施例におけるディスク制御装置３は、ホスト１とディ
スク装置２との間で転送するデータを一部保持するキャ
ッシュメモリ４と、ホスト１とディスク装置２との転送
データがキャッシュメモリ４上にあるかどうかを判断
し、あれば極力キャッシュメモリ４上からデータ転送を
行うよう制御するキャッシュ制御手段としてのキャッシ
ュ制御部５と、キャッシュメモリ４上のデータの状態を
管理するキャッシュ管理テーブル６と、を有する。この
キャッシュ管理テーブル６によりキャッシュメモリ４の
ヒットをキャッシュ制御部５が判定する。また、このキ
ャッシュ制御部５は、ディスク装置２の最少記憶単位で
あるセクタよりも整数倍大きい単位をキャッシュメモリ
４の管理単位として管理することを特徴とする。

【００２２】図２はキャッシュ管理テーブル６の構成を
表した図であり、ディスク装置２の管理単位として分割
した４セクタを１つのキャッシュブロックとして管理す
るためのブロック情報６０を含み、図では８ウェイセッ
トアソシエイティブ方式のキャッシュメモリ４の構成に
対応させてブロック情報６０を持たせていることを表し
ている。

【００２３】図３はブロック情報６０の構成を示した図
である。ブロック情報６０は、キャッシュブロックと一
対一に対応して設けられている。このブロック情報６０
には、キャッシュブロックに含まれているデータが有効
であるかを示すブロック有効フラグ６００と、キャッシ
ュブロックに含まれているデータにホスト１からのデー
タをライトして、かつまだディスク装置２へはライトし
ていないデータがあることを示すブロック更新フラグ６
０１と、がキャッシュブロックに含まれているデータの
有効性及び更新の有無に関する情報として含まれてい
る。また、キャッシュブロック内の各セクタ対応にデー
タが有効であるかを示すセクタ有効フラグ６０２と、同
じく各セクタ対応に更新データがあるかを示すセクタ更
新フラグ６０３と、がキャッシュブロック内の各セクタ
毎の有効性及び更新の有無に関する情報として含まれて
いる。これらの情報、すなわち各キャッシュブロック内
の状態はフラグで保持されている。本実施例において
は、４セクタを１つのキャッシュブロックとして管理す
るため、セクタ有効フラグ６０２及びセクタ更新フラグ
６０３は、それぞれ４つのフラグにより構成されること
になる。また、ブロック情報６０が保持するデータのブ
ロックアドレス６０４は、ディスク装置２のセクタアド
レスの上位一部を示すものである。更に、ディスク装置
２が複数台あった場合の識別のためのユニットアドレス
６０５と、このブロック情報のアクセス頻度を示すため
のＬＲＵフラグ６０６と、を含む。

【００２４】本実施例において特徴的なことは、ブロッ
ク情報６０にキャッシュブロック内の状態を持たせ、こ
の状態に基づいてキャッシュメモリ４のデータの有効性
を判断するようにしたことである。これにより、ディス
ク装置２へのアクセスを極力抑えることができるのでキ
ャッシュとしての性能を向上させることができる。

【００２５】次に動作について説明する。

【００２６】まず、ホスト１からディスク装置２へアド
レスａから２セクタ分のデータのリード要求があったと
する。キャッシュ制御部５はキャッシュ管理テーブル６
を検索し、ホスト１からの要求データがキャッシュメモ
リ４上に存在するかをそのセクタを管理するブロック情
報６０の中のブロック有効フラグ６００をチェックす
る。この結果、ブロック有効フラグ６００がオフであれ
ばキャッシュメモリ４上に該当するデータがないと判断
し、ディスク装置２からデータを読み出す。この時、ホ
スト１からのリード要求はアドレスａから２セクタだけ
であるが、キャッシュ制御部５によるディスク装置２へ
のリード要求は、この２セクタを含むキャッシュブロッ
クサイズで行う。すなわち、図４（ａ）に示すように、
この２セクタが１つのキャッシュブロックに含まれるな
ら１つのキャッシュブロックサイズである４セクタのリ
ード要求を出す。また、図４（ｂ）に示すように、この
２セクタが２つのキャッシュブロックに含まれるなら、
８セクタのリード要求をディスク装置２へ出しデータを
読み出す。こうして、キャッシュ制御部５は、図５に示
したようにキャッシュメモリ４上にホスト１からの要求
を含むデータを置くことにより先読み効果を発揮させる
と共に、ホスト１からリード要求があった２セクタだけ
をホスト１へ転送する。また、この読み込んだ全てのキ
ャッシュブロックのブロック情報６０のブロック有効フ
ラグ６００をオンにし、更に、このブロック情報６０の
セクタ有効フラグ６０２も全てオンにすることでキャッ
シュメモリ４上のデータを有効とする。なお、このとき
のブロック更新フラグ６０１及びセクタ更新フラグ６０
３は、まだ更新していないので全てオフである。

【００２７】続いて、ホスト１からディスク装置２へア
ドレス（ａ＋２）から２セクタのリード要求があったと
する。キャッシュ制御部５は、キャッシュ管理テーブル
６を検索し、要求データがキャッシュメモリ４上に存在
するかをチェックする。今度は該当するセクタを管理す
るブロック情報６０のブロック有効フラグ６００がオン
であり、かつ、セクタ有効フラグ６０２がホスト１の要
求セクタ分オンである。そのため、図６のようにホスト
１の要求する２セクタのデータがキャッシュメモリ４上
に存在することが判明するので、ホスト１からの要求デ
ータはキャッシュメモリ４から転送され、このときのホ
スト１からのリード要求に対してディスク装置２へはア
クセスしない。これにより、ホスト１へ短時間でデータ
転送を完了する。つまり、先読みキャッシュの効果が出
ている。

【００２８】一方、ディスク装置２へデータをライトす
る場合は次の通りである。ホスト１からディスク装置２
へアドレスｂから２セクタのライト要求があったとす
る。キャッシュ制御部５はキャッシュ管理テーブル６を
検索し、ホスト１からの要求データがキャッシュメモリ
４上に存在するかをそのセクタを管理するブロック情報
６０の中のブロック有効フラグ６００をチェックする。
この結果、ブロック有効フラグ６００がオフでありキャ
ッシュメモリ４上に該当するデータがないと判断された
とする。今度はホスト１からのライトデータをキャッシ
ュメモリ４上に置くための空き領域を探す。それには、
ブロック有効フラグ６００がオフのブロックを探す。も
し、空き領域がなければ、ＬＲＵ等の適当な規則に従っ
てキャッシュブロックを決め、そのキャッシュブロック
を空き領域に決定する。このとき、そのキャッシュブロ
ックのブロック情報６０のブロック更新フラグ６０１が
オンでなければ、単に、そのブロック有効フラグ６００
をオフにするだけで良い。同じデータがディスク装置２
上にもあるからである。ブロック更新フラグ６０１がオ
ンであったときのみ当該キャッシュブロックのデータの
セクタ更新フラグ６０３がオンとなっている部分のデー
タをディスク装置２へ書き戻し、ブロック有効フラグ６
００をオフにして、このキャッシュブロックを空き領域
とする。その後、ホスト１からのライトデータをキャッ
シュメモリ４にライトし、この時点でホスト１へは終了
を伝える。このとき、ディスク装置２へはアクセスしな
いので、その分の時間が短縮できる。また、キャッシュ
制御部５は、当該ブロック情報６０のブロック有効フラ
グ６００及びブロック更新フラグ６０１をオンにするこ
とでキャッシュメモリ４上のデータを有効とし、当該デ
ータに有効に更新があったことを保持するために該当す
るセクタ更新フラグ６０３とセクタ有効フラグ６０２も
オンにする。

【００２９】続いて、ホスト１からディスク装置２へア
ドレス（ｂ＋２）から２セクタのライト要求があったと
する。キャッシュ制御部５は、キャッシュ管理テーブル
６を検索する。今度はホスト１からのデータを置くべき
キャッシュブロックを管理するブロック情報６０のブロ
ック有効フラグ６００がオンであるので、このキャッシ
ュブロック内の該当する領域にホスト１のデータをライ
トする。ディスク装置２へのアクセスはない。そして、
ホスト１へは終了を伝え、当該キャッシュブロックが更
新されたことにより該当するセクタ更新フラグ６０３及
びセクタ有効フラグ６０２をオンにする。

【００３０】ここで、ホスト１からのアクセスがリード
だったとする。すなわち、ホスト１からディスク装置２
へアドレス（ｂ＋２）から２セクタのリード要求があっ
とする。キャッシュ制御部５はキャッシュ管理テーブル
６を検索する。ブロック要求フラグはオンなので、この
キャッシュブロックに所望のデータがあると一旦は判断
する。ところが、ホスト１からの要求アドレスに対応す
るセクタ有効フラグ６０２をチェックするとオフになっ
ているので、実際にはキャッシュ上にデータがないと判
断する。従って、この場合にはディスク装置２へリード
要求を出し、キャッシュにデータを読み込む。そして、
このデータをホスト１へ転送すると共に、そのセクタ有
効フラグ６０２をオンする。セクタ更新フラグ６０３は
オンにしない。

【００３１】本実施例によれば、ブロック情報６０を持
たせたキャッシュブロック単位及びセクタ単位に管理さ
れるキャッシュブロック内の状態に基づいて、ホスト１
からの要求に対しディスクキャッシュの制御を行うの
で、ディスク装置２へのアクセスを極力抑えることがで
きるので、ホスト１からみたディスク装置２へのアクセ
ス時間を短縮することができる。

【００３２】次に、本実施例におけるライトバック制御
方式について説明する。

【００３３】図７は、このライトバック制御方式を説明
するための図である。なお、図１と同様の要素には同じ
符号を付ける。図７には、キャッシュメモリ４上の更新
データをディスク装置２へ書き戻すライトバック処理が
なされるキャッシュブロックを決定するライトバックブ
ロック決定手段としてのキャッシュ制御部５と、キャッ
シュ制御部５により決定されたキャッシュブロックにラ
イトバック処理を行うためのライトバック要求をキュー
上に保持するライトバック要求キュー手段としてのライ
トバック要求キュー８と、ライトバック要求キュー８に
従って当該キャッシュブロックをディスク装置２へ書き
戻すライトバック制御手段としてのライトバック制御部
７と、が示されている。なお、キャッシュ制御部５とラ
イトバック制御部７とを１つのディスク制御装置３の制
御手段としてもよい。

【００３４】本実施例において更に特徴的なことは、ラ
イトバック処理がなされるキャッシュブロックは、ホス
ト１からのアクセスがあったキャッシュブロック近傍の
キャッシュブロックを選択することである。これによ
り、将来ホストにアクセスされリプレースを行わなけれ
ばならないであろう当該キャッシュブロックをあらかじ
めライトバックすることになるので、キャッシュとして
の性能の向上を図ることができる。

【００３５】次に動作について図１と図７を使用して説
明する。

【００３６】ホスト１からディスク装置２のアドレスｃ
へのアクセス要求がきたとする。キャッシュ制御部５
は、アドレスｃを含むキャッシュブロックをｗａｙ数分
検索する。そして、ｗａｙ１、ｓｅｔx のブロックに所
望のデータがあり、上述した手順でデータをホスト１へ
転送する。この検索の時に、その検索したｓｅｔx とそ
の近傍としてｓｅｔx+1 の併せて１６個のキャッシュブ
ロックの中からブロック更新フラグ６０１がオンで、か
つＬＲＵが低いブロックを選んでおく。そして、このキ
ャッシュブロック（図７においてキャッシュメモリ４内
のハッチングしたブロック）をライトバック要求キュー
８にエントリする。なお、ライトバック制御部７は、こ
のライトバック要求キュー８からキャッシュブロックア
ドレスを読み出し、順次ディスク装置２へセクタ更新フ
ラグ６０３に基づいてライトバック処理を行う。

【００３７】続いて、ホスト１からディスク装置２のア
ドレス（ｃ＋２）へのアクセス要求がきたとする。この
アドレスに対応するキャッシュブロックは、ｓｅｔx+1
のセットに相当するが、そこには空きがないとすると、
ＬＲＵの低いキャッシュブロックをリプレースする必要
が生じる。本実施例では、図７におけるキャッシュメモ
リ４内のｗａｙ５、ｓｅｔx+1 のキャッシュブロックが
これに相当する。このとき、ライトバック制御部７によ
って、すでに当該キャッシュブロックをライトバックし
てあるので、この時点でライトバックする必要がない。
直ちに該当するブロック有効フラグ６００をオフにする
だけで、ホスト１からのデータを当該キャッシュブロッ
ク内の部分にライトすることができる。

【００３８】このようにして、ホスト１へ短い時間で終
了を通知できるので、キャッシュとしての性能を向上さ
せることができる。

【００３９】なお、上記実施例では、ホスト１からアク
セス要求のあったキャッシュブロックの近傍として隣接
されたｓｅｔx+1 と併せて１６個の中からライトバック
されるキャッシュブロックを選択したが、これに限られ
ず頻繁にアクセスされるであろう範囲を設定すればよ
い。

【００４０】次に、本実施例においてキャッシュメモリ
４のアクセス時にエラーが発生した時の処理について説
明する。

【００４１】図８はこのエラー発生時の処理を説明する
ための図であり、キャッシュメモリ４と、キャッシュ制
御部５と、ディスク装置２と、キャッシュ制御部５がデ
ィスク装置２へ故意に誤ったエラーコードとしてＥＣＣ
（Error Correction Code ）を付けて転送するデータ５
０と、を表したものである。なお、図１と同様の要素に
は同じ符号を付ける。

【００４２】本実施例において更に特徴的なことは、キ
ャッシュメモリ４からのデータの読出し時に訂正不能エ
ラーが発生した場合には、ディスク装置２への書込みデ
ータに故意に誤ったＥＣＣを付加してディスク装置２へ
ライトコマンドを発行することである。これにより、次
回この部分をディスク装置２から読み出したときに、ホ
スト１にエラーを確実に報告することができる。

【００４３】次に動作について説明する。

【００４４】ホスト１からディスク装置２のアドレスｄ
へのアクセス要求がきたとする。キャッシュ制御部５
は、ｓｅｔx+1 のセット中からこのアドレスｄに対応す
るキャッシュブロックを検索する。しかし、キャッシュ
メモリ４上に当該キャッシュブロックがなかった場合、
キャッシュメモリ４上に空きを作るため、リプレース処
理を行う。図８に示したように、リプレースを行うキャ
ッシュブロックをＦとし、これに含まれるディスク装置
２の各セクタアドレスをｆ〜ｆ＋３とする。このキャッ
シュブロックに対応するブロック更新フラグ６０１がオ
ンだった場合、まず、このキャッシュブロック内の更新
されたデータをディスク装置２へライトバックする必要
がある。そのために、このキャッシュブロックを読み出
しディスク装置２へ転送する。

【００４５】ここで、このキャッシュブロックの読出し
処理においてＥＣＣ２ビットエラー等の訂正不能エラー
が発生したとする。このエラーは後にこのアドレスｆを
ホスト１がアクセスしたときに必ずエラー報告する必要
がある。しかし、この時点では、ホスト１は別のアドレ
スｄに関して要求を出しているのでエラーを報告するこ
とはできない。すると、キャッシュ制御部５は、一旦デ
ィスク装置２へのデータ転送を止める。そして、あらた
に、ＥＣＣ付きのライトコマンド（ｗｒｉｔｅｌｏｎ
ｇ）をディスク装置２へ実行し実際のデータに故意に誤
ったＥＣＣを付加したデータ５０を転送する。ディスク
装置２では、このコマンドで転送されるＥＣＣのチェッ
クは行わずに、そのまま正しいＥＣＣとして書き込む。
転送が完了したら、キャッシュブロックＦに対応するブ
ロック有効フラグ６００をオフにして、空き領域とす
る。この時、アドレスｆにエラーがあったことを特に記
憶しておく必要はない。そして、空き領域となったキャ
ッシュブロックＦへホスト１からデータをライトする。

【００４６】次に、ホスト１からディスク装置２へアド
レスｆのアクセス要求がきたとする。キャッシュ制御部
５は、このアドレスｆがキャッシュメモリ４上に存在す
るかを検索する。しかし、上述した処理ですでにリプレ
ースされているので、アドレスｆに該当するデータはキ
ャッシュメモリ４上にないことがブロック有効フラグ６
００を検索することで判明する。そのため、ディスク装
置２のアドレスｆにリード要求を出しデータを読み出
す。ディスク装置２からのデータ転送が終了したとき、
ディスク装置２の当該アドレスｆには誤ったＥＣＣが書
き込まれていることから確実にＥＣＣエラーが発生し、
ホスト１には訂正不能エラーが発生した旨を報告する。
キャッシュ制御部５は、ディスク装置２からエラーが報
告されると、この転送に関係したキャッシュブロックの
ブロック有効フラグ６００をオフにすると共に、ホスト
１へアドレスｆでエラーが発生したと終了を伝える。

【００４７】以上のようにして、本実施例によれば、確
実にアドレスｆにエラーが発生したことをホスト１へ伝
えることができる。

【００４８】また、上記のように発生したエラーを処理
するため、特別な構成要素を必要とせず、広く普及とし
ているＳＣＳＩディスク装置等にもにも使用することが
できる。

【００４９】

【発明の効果】以上のように、請求項１及び２記載の発
明によれば、リード動作時にキャッシュブロック単位に
データを読み込むでホストからの要求以上のデータを読
み込むため先読み効果があるということと、ライト動作
時にホストはブロック情報に従うことによりリードモデ
ィファライトを行わずにディスク装置へアクセスするこ
とができるため処理時間が短縮できることと、を同時に
実現することが可能となる。これにより、キャッシュの
性能を向上させることが可能となる。

【００５０】また、複数セクタを１つのブロックとして
管理する二次効果として、キャッシュ管理テーブルの容
量を少なくすることが可能となる。

【００５１】請求項３記載の発明によれば、ライトバッ
クブロック決定手段は、ホストがアクセスしてリプリー
ス処理が必要になると思われるアクセス要求に対応する
キャッシュブロックの近傍のキャッシュブロックを主に
あらかじめライトバックするようにしたので、実際のリ
プレース処理時にはディスクアクセスせず、キャッシュ
の性能を向上させることが可能となる。

【００５２】請求項４記載の発明によれば、キャッシュ
メモリにおけるエラー発生時にディスク装置に誤ったエ
ラーコードを付加してデータを書き込むようにしたの
で、当該データの読込み時には確実にエラーが発生した
ことを認識させることが可能となる。

【００５３】また、上記処理には、特別な構成要素を必
要とせず、広く普及としているＳＣＳＩディスク装置に
も使用することが可能となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 この発明に係るディスクキャッシュ制御方式
の一実施例によるディスク制御装置を示したブロック図
である。

【図２】 この実施例によるキャッシュ管理テーブルの
構成を示した図である。

【図３】 この実施例によるブロック情報の構成を示し
た図である。

【図４】 この実施例によるキャッシュメモリへの読込
みを示す模式図であり、（ａ）は読み込むデータが１つ
のキャッシュブロックに含まれる場合、（ｂ）は読み込
むデータが２つのキャッシュブロックに含まれる場合、
を示した図である。

【図５】 この実施例によるホストへのデータ転送を示
す模式図である。

【図６】 この実施例によるホストへのデータ転送を示
す模式図である。

【図７】 この実施例によるライトバック制御方式の処
理を説明するための図である。

【図８】 この実施例によるキャッシュメモリのエラー
発生時の処理を説明するための図である。

【符号の説明】

１ ホスト、２ ディスク装置、３ ディスク制御装
置、４ キャッシュメモリ、５ キャッシュ制御部、６
キャッシュ管理テーブル、７ ライトバック制御部、
８ ライトバック要求キュー、６０ ブロック情報、６
００ ブロック有効フラグ、６０１ ブロック更新フラ
グ、６０２ セクタ有効フラグ、６０３セクタ更新フラ
グ、６０４ ブロックアドレス、６０５ ユニットアド
レス、６０６ ＬＲＵフラグ。

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ホストコンピュータとディスク装置との
   間のデータ転送をキャッシュメモリを用いて制御するデ
   ィスク制御装置による、前記ホストコンピュータからの
   ライトデータは前記キャッシュメモリにだけ書き込み前
   記ディスク装置には書き込まずに前記ホストコンピュー
   タへ処理終了を伝えるライトバック方式のディスクキャ
   ッシュ制御方式において、 前記ディスク装置の最少記憶単位よりも整数倍大きい単
   位を前記キャッシュメモリの管理単位として管理するキ
   ャッシュ制御手段と、 前記キャッシュメモリを前記管理単位に分割したキャッ
   シュブロックと一対一に対応させ前記キャッシュブロッ
   ク及び前記最少記憶単位の状態を含むブロック情報を保
   持するキャッシュ管理テーブルと、を有し、前記ブロッ
   ク情報に含まれるキャッシュブロック内の状態に基づい
   て前記キャッシュメモリのデータの有効性を判断するこ
   とを特徴とするディスクキャッシュ制御方式。
2. 【請求項２】 請求項１記載のディスクキャッシュ制御
   方式において、 前記ブロック情報は、キャッシュブロックに含まれてい
   るデータの有効性及び更新の有無と、キャッシュブロッ
   ク内の各セクタ毎の有効性及び更新の有無と、に関する
   情報を含むことを特徴とするディスクキャッシュ制御方
   式。
3. 【請求項３】 ホストコンピュータとディスク装置との
   間のデータ転送をキャッシュメモリを用いて制御するデ
   ィスク制御装置による、前記ホストコンピュータからの
   ライトデータは前記キャッシュメモリにだけ書き込み前
   記ディスク装置には書き込まずに前記ホストコンピュー
   タへ処理終了を伝えるライトバック方式のディスクキャ
   ッシュ制御方式において、前記キャッシュメモリ上の更
   新データをディスク装置へ書き戻すライトバック処理が
   なされるキャッシュブロックを決定するライトバックブ
   ロック決定手段と、 前記ライトバックブロック決定手段からのライトバック
   要求をキュー上に保持するライトバック要求キュー手段
   と、 前記ライトバック要求キュー手段に従って前記キャッシ
   ュブロックを前記ディスク装置へ書き戻すライトバック
   制御手段と、 を有し、ライトバック処理がなされるキャッシュブロッ
   クは前記ホストコンピュータからのアクセスがあったキ
   ャッシュブロック近傍のキャッシュブロックを選択する
   ことを特徴とするディスクキャッシュ制御方式。
4. 【請求項４】 請求項１または請求項３記載のディスク
   キャッシュ制御方式において、 前記ライトバック方式による前記キャッシュメモリから
   のデータの読出し時にエラーが発生した場合には、前記
   ディスク装置への書込みデータに誤ったエラーコードを
   付加して前記ディスク装置へライトコマンドを発行する
   ことを特徴とするディスクキャッシュ制御方式。