JPH08272689A - ディスクキャッシュを内蔵するディスク記憶装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】複数のセグメントに分割可能なキャッシュバッ
ファ３３を内蔵するディスク記憶装置３において、フル
ヒット数とハーフヒット数により、キャッシュバッファ
３３内のセグメント分割数を最適化し、フルヒット率の
向上を図る。 【構成】ホスト１からデータ要求があった時、最初にキ
ャッシュバッファ３３内データのヒット検索を優先順位
の高いセグメントから行う。ここで、フルヒットとハー
フヒットの判別を行い、その結果をヒット管理テーブル
５に記録するように構成されている。それをもとに、ヒ
ット管理テーブル５のフルヒット回数記録部５ａの値と
ハーフヒット回数記録部５ｂの統計情報の値の差を算出
して、設定値を超えた時、セグメント数変更の操作を自
動的に行いセグメントの最適化を行う。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】コンピュータのホストとディスク
記憶装置のアクセス時間の間には、何桁もの開きがある
ため、ディスク記憶装置によってシステム全体の応答時
間が抑えられ、ホストの利用効率を十分上げることが出
来なくなっている。

【０００２】そこで、ディスク記憶装置の待ち時間を減
らすためのひとつの策として、ディスクキャッシュバッ
ファが採用されている。

【０００３】本発明は、キャッシュバッファ制御技術に
関し、特にパーソナルコンピュータを含むシステムや、
ワークステーションを構成するディスク記憶装置に用い
るキャッシュバッファの効率的な運用に効果のある技術
に関する。

【０００４】

【従来の技術】例えば、外部記憶装置として用いられる
ディスク記憶装置などにおいては、比較的安価に大きな
記憶容量を実現できるという利点はあるものの記憶媒体
であるディスクの回転待ちやヘッドのシーク動作などに
起因して、データの記録・再生などにおけるアクセス速
度の向上には、自ずと限界がある。

【０００５】このため、パーソナルコンピュータなどに
内蔵されるようなディスク記憶装置においては、ディス
ク記憶装置内に高速アクセスが可能なキャッシュバッフ
ァを設け、ディスクに格納されているデータの一部をこ
のキャッシュバッファに格納して、ホスト側からのアク
セスに応答することにより、ディスク記憶装置とホスト
間の大きな動作速度の差異を緩和して、両者間における
データの授受を効率化することが一般的である。

【０００６】その場合、ホスト側からアクセスされる目
的のデータがキャッシュバッファ上に存在する確率、す
なわちヒット率を可能な限り大きくすることが、キャッ
シュバッファをより有効に機能させるなどの観点から重
要であり、そのため従来から以下のような種々の技術が
提案されている。例えば、特開平５−２２５０６６号公
報「優先順位付けキャッシュ管理方法」に示すように、
実際のヒット率／ミス比率、目標のヒット率／ミス率に
ついて比較し、キャッシュバッファ内の優先順位の高い
セグメントのサイズを大きくし、ヒット率の向上を図ろ
うとするものがある。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】特開平５−２２５０６
６号公報「優先順位付けキャッシュ管理方法」に示すよ
うに、実際のヒット率／ミス比率、目標のヒット率／ミ
ス率について比較し、キャッシュバッファのセグメント
サイズを変更する制御をしているが、パーソナルコンピ
ュータ等の場合、ディスク記憶装置内蔵のキャッシュバ
ッファ容量は、メインフレーム用のそれと比較すれば小
さくなるため、キャッシュバッファのセグメント各々の
ヒット率を管理するのは難しく、また、高いヒット率目
標をたてるとキャッシュバッファが優先順位の高いセグ
メントに占有されるという問題がある。

【０００８】そこで、本発明の目的は、セグメント毎の
ヒット率を管理するのではなく、セグメントに対して先
読み量が十分であるかないかを、フルヒット数とハーフ
ヒット数により管理を行い、キャッシュバッファ内のセ
グメント分割数の最適化を行う。また、フルヒット時の
最終セクタアドレスの履歴情報に基付き先読み量のデー
タ長さを調節することにより、キャッシュバッファを有
効に活用することが可能なキャッシュバッファ制御技術
を提供することにある。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明では、複数のセグ
メントに分割可能なキャッシュバッファを内蔵するディ
スク記憶装置において、 １）ホストからのリード要求に対するキャッシュバッフ
ァのフルヒットとハーフヒットの回数をカウントする手
段、 ２）前記フルヒットとハーフヒットの回数をもとにし
て、キャッシュバッファの分割数すなわち、セグメント
数を変化させる手段、 ３）前記フルヒット時の最終セクタアドレスを保持する
先読み管理テーブルを設け、一度フルヒットした実績の
あるセクタを含むトラックに対するホストからの要求
で、ディスクからキャッシュバッファへのリードが必要
となった場合に、前回フルヒットした最終セクタアドレ
スまでを先読みする手段、 ４）前記キャッシュバッファのセグメント数変更におい
て、セグメント数増加時、変更前データを分割保持す
る。また、セグメント数減少時、統合したセグメント毎
で変更前の優先順位の高いデータを保持する手段、を備
えたものである。

【００１０】

【作用】本発明のディスク記憶装置によれば、フルヒッ
ト回数とハーフヒット回数を保持するカウンタを備え、
前記カウンタの統計情報の値により、前記ヒット回数の
差を算出して、キャッシュバッファのセグメント数を自
動的に切替えることが可能となる。

【００１１】また、フルヒット時の最終セクタアドレス
を履歴の情報として先読み管理テーブルに保持すること
により、次の同一トラック上での先読みを行う場合、デ
ータ長さを調節することが可能となる。

【００１２】これにより、セグメント数最適化によるフ
ルヒット率の向上と、無駄な先読み処理時間を低減する
ことが可能となる。

【００１３】

【実施例】図１から図７に本発明の実施例を示す。

【００１４】図２は、ディスク記憶装置３に内蔵するキ
ャッシュバッファ３３を持つパーソナルコンピュータ構
成例を示したものである。

【００１５】例えば、パーソナルコンピュータなどの一
部を構成する中央処理装置(CentralProcessing Unit)を
含むホスト１と、外部記憶装置としてのディスク記憶装
置３からなる。

【００１６】前記ディスク記憶装置３は、マイクロプロ
セッサ３１、ハードディスクコントローラ３２、キャッ
シュバッファ３３及びディスク２からなる。

【００１７】マイクロプロセッサ３１は、ディスク記憶
装置３の制御を行い、ハードディスクコントローラ３２
は、ホスト１、キャッシュバッファ３３、ディスク２の
データ及びコマンドのやりとりなどを受け持っている。

【００１８】キャッシュバッファ３３は、ディスク２に
格納されているデータの中でホスト１から、アクセスさ
れる確率の高いものを予めデータ保持しておき、キャッ
シュバッファ３３に格納されたデータによって上位のホ
スト１からのアクセス要求に応答することにより、遅い
ディスク２とホスト１間におけるデータの授受の効率を
高めるものである。

【００１９】図５は、ディスク２の構成を示したもので
ある。

【００２０】図３は、トラック２２上の記録形態を示し
たものである。

【００２１】図５に示されるように、記録媒体である複
数のディスク２の各々の両面に同心円状に複数のトラッ
ク２２が設けられており、各々のトラック２２には、図
３に示されるようにデータの記録単位の一種であるレコ
ードが複数個格納されている。

【００２２】また、個々のディスク２の両面には、それ
ぞれディスク２の回転中心から距離が互いに等しい状態
で当該ディスク２の径方向に同時に同一方向に移動し
て、目的のトラック２２上への位置付け動作、すなわち
シーク動作を行う複数のヘッドが対向して配置されてお
り、このヘッドを介して任意のトラック２２に対する前
記レコードデータの記録・再生動作が行われる。

【００２３】上位のホスト１からの任意のアクセスは、
このシリンダ番号、ヘッド番号及びセクタ番号などを指
定して行われるものである。

【００２４】図１は、キャッシュバッファ制御方式の動
作を示したものである。

【００２５】図１に示されるように、キャッシュバッフ
ァ３３には、複数のセグメント３３１〜３３４・・・が
設けられており、ディスク２の任意のトラック２２に格
納されているレコードＲなどのデータが、セグメント３
３１〜３３４・・・に随時、格納出来るように構成され
ている。

【００２６】このキャッシュバッファ３３へのデータ格
納は、先読み時とホスト１への転送時に行われる。先読
みを行う条件は、リードコマンドが連続し、前コマンド
の最終セクタアドレス＋１と次のコマンドの先頭アドレ
スが、一致する時（以下、シーケンシャルリードと記
す）である。例えば、ホスト１が要求するデータをディ
スク２から読み出しホスト１へデータを転送する。その
次のホスト１要求がシーケンシャルリードの時、要求デ
ータをホスト１へ転送後、それに続くデータをキャッシ
ュバッファ３３に先読みしておく。一方、ホスト１への
転送時のデータ格納を行う例は、シーケンシャルリード
以外のリード（以下、ランダムリードと記す）の時であ
る。例えば、ホスト１が要求するデータがランダムリー
ドの時、キャッシュバッファ３３の１セグメントを経由
し、ホスト１ヘデータ転送することで、キャッシュバッ
ファ３３内にデータを保持する。

【００２７】これにより、上位のホスト１からのアクセ
スに際して、キャッシュバッファ３３に目的のデータが
存在する場合には、ディスク２にアクセスすることなく
高速なアクセスを可能とする。

【００２８】また、キャッシュバッファ３３の内部にお
けるこれらの複数のセグメント３３１〜３３４・・・
は、キャッシュ管理テーブル４によって管理されてお
り、キャッシュバッファ３３内におけるセグメントスタ
ートアドレス、セグメント長さ、データスタートアドレ
ス、データ長さなどが記録されている。

【００２９】さらに、個々のセグメント３３１〜３３４
・・・は、キャッシュ管理テーブル４においてＬＲＵ法
（Least Recently Used）により管理されている。

【００３０】すなわち、上位のホスト１からディスク２
の所定のデータへのランダムリード要求があった場合、
最初にキャッシュバッファ３３内に目的のデータが存在
する（以下、ヒットと記す）かの検索を優先順位の高い
セグメントから行う。ヒットした場合、そのセグメント
の優先順位を最上位と設定する。また、目的のデータが
存在しない（以下、ミスと記す）場合、優先順位最下位
のセグメントと最上位に設定し、ディスク２からリード
したデータを、優先順位最上位となったセグメントを経
由しホスト１へ転送し、同時に優先順位最上位のセグメ
ントにデータを保持する。シーケンシャルリードの場合
は、優先順位最上位のみ検索を行う。

【００３１】最近にアクセスされたデータは次にアクセ
スされる可能性が高いので、なるべく長くキャッシュバ
ッファ３３の内部に保持し、最も古い時点でアクセスさ
れたデータが格納されているセグメントを新しいデータ
先読みのために開放することにより、ヒット率の向上を
図っている。

【００３２】本実施例では、目的のデータが全て存在す
る場合は、フルヒットとし、目的のデータの一部が存在
する場合は、ハーフヒットとする。ハーフヒットは、キ
ャッシュバッファ３３内をアクセスし、存在しない分は
直接ディスク２に対してアクセスを行うことになる。

【００３３】例えば、図３に示すトラック２２のレコー
ドＲｎ＋１、Ｒｎ＋２、Ｒｎ＋３がキャッシュバッファ
３３に格納されているとする。ホスト１からの要求デー
タがＲｎ＋１、Ｒｎ＋２、Ｒｎ＋３の場合キャッシュバ
ッファ３３に全てのデータがあるため、ホスト１へ高速
転送可能であるフルヒットとなる。また、ホスト１から
の要求データがＲｎ＋１、Ｒｎ＋２、Ｒｎ＋３、Ｒｎ＋
４、Ｒｎ＋５の場合、キャッシュバッファ３３内のＲｎ
＋１、Ｒｎ＋２、Ｒｎ＋３は、ホスト１へ高速転送さ
れ、その後ディスク２からＲｎ＋４、Ｒｎ＋５のデータ
をリードする必要がある。この時、ハーフヒットとな
る。

【００３４】また、本実施例では、キャッシュバッファ
３３データのヒット検索がフルヒットの場合、フルヒッ
ト回数に＋１するフルヒット回数記録部５ａと、ハーフ
ヒットの場合、ハーフヒット回数に＋１するハーフヒッ
ト回数記録部５ｂが設けられている。

【００３５】それをもとに、ヒット管理テーブル５のフ
ルヒット回数とハーフヒット回数の統計情報の値の差を
算出して、設定値を超えた時セグメント数変更の操作を
行うものである。

【００３６】さらに、本実施例では、フルヒット時に最
終セクタアドレスを履歴情報として保存する先読み管理
テーブル６が設けられている。

【００３７】すなわち、フルヒット時にキャッシュバッ
ファ３３データの最終セクタアドレスであるシリンダ番
号・ヘッド番号・セクタ番号の値を記録するシリンダ番
号記録部６ａ、ヘッド番号記録部６ｂ、セクタ番号記録
部６ｃが設けられている。

【００３８】その後、一度フルヒットした実績のあるセ
クタを含むトラック２２にホスト１からのリード要求が
あった場合、先読み管理テーブル６を参照し、前回フル
ヒットした最終セクタアドレスまで先読みを行う。

【００３９】以下、本実施例のキャッシュバッファ制御
方式の動作の一例を説明する。

【００４０】図６は、ランダムリード時のキャッシュバ
ッファ制御方式の動作フローを示したものである。

【００４１】図７は、シーケンシャルリード時のキャッ
シュバッファ制御方式の動作フローを示したものであ
る。

【００４２】ホスト１は、ハードディスクコントローラ
３２にシリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番号などを指
示して、ディスク記憶装置３に対するアクセスを要求す
る。

【００４３】最初に現コマンドのリードタイプを判別す
る。前回のコマンドとシーケンシャルリードの関係にあ
るとき、シーケンシャルリード（７２３）と認識し、そ
れ以外をランダムリード（７０１）として処理を行う。

【００４４】ランダムリードの場合（７０１）、キャッ
シュバッファ３３内の優先順位の高いセグメントから順
番にホスト１要求データを検索する（７０２）。ホスト
１要求データが存在すればヒットとし、当該セグメント
の優先順位を最上位に設定する（７０４）。フルヒット
の場合、フルヒットデータをホスト１へ転送を行う（７
０６）。ハーフヒットの場合は、ハーフヒットデータを
ホスト１に転送し（７１２）、その後ディスク２にアク
セスし不足分のデータを優先順位最上位セグメントを経
由してホスト１転送する（７１３）。ミスの場合は、優
先順位最下位のセグメントを最上位に設定する（７１
９）。その後ディスク２にアクセスを行い（７２０）、
要求データをホスト１へ転送し（７２１）、同時にキャ
ッシュバッファ３３内の前記優先順位最上位に設定した
セグメントに保持する（７２２）。

【００４５】シーケンシャルリードの場合（７２３）、
キャッシュバッファ３３内の優先順位の高いセグメント
のみホスト１要求データを検索する（７２４）。これ
は、前リードコマンド処理で、必ず優先順位を最上位に
設定しているためである。ホスト１要求データが、フル
ヒットの場合、フルヒットデータをホスト１へ転送を行
い（７２７）、ハーフヒットの場合は、ハーフヒットデ
ータをホスト１に転送し（７２８）、その後ディスク２
にアクセスし不足分のデータを優先順位最上位セグメン
トを経由してホスト１転送する（７２９）。前リードコ
マンド処理で先読みを実施していない場合、つまりミス
の場合は、ディスク２にアクセスを行い（７３３）、要
求データをホスト１へ転送する（７３４）。

【００４６】シーケンシャルリードの場合は、さらに要
求データをホスト１へ転送後、それに続くセクタの先読
みを行う。但し、フルヒット時を除く。図３に示すよう
にホスト１が要求した目的のレコードＲｎに続く後続の
レコードＲｎ＋１、Ｒｎ＋２・・・を、ディスク２の該
当するシリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番号のトラッ
ク２２から、優先順位最上位に先読みを行う。この操作
によりキャッシュバッファ３３内にディスク２から読み
出した目的のレコードデータを格納していく（７３２、
７３５）。

【００４７】その後、前記の検索結果でフルヒットなら
ば、ヒット管理テーブル５のフルヒット回数記録部５ａ
に＋１（７０８）、ハーフヒットで且つ、セグメントの
空き小のとき、同様にハーフヒット回数記録部５ｂに＋
１にする（７１６）。また、例外としてハーフヒットの
ときでも、セグメントの使用量が少ない時（本例の場合
６０％以下、７１５）は、先読み量が不十分とみなすこ
とで、ハーフヒット回数記録部５ｂに＋１を実行しな
い。

【００４８】この回数記録の統計情報は、先読み量に対
し、セグメント分割数が適切かどうかを判定するために
用いられるものである。

【００４９】すなわち、キャッシュバッファ３３のセグ
メントに先読みを行ったが、ハーフヒット回数が多い場
合には、フルヒットデータ２２ａに対する先読みスペー
スが不十分（セグメント容量小２２ｂ）であることを示
す。また、フルヒット回数が多い場合には、逆に先読み
するスペースが十分または、大きすぎる（セグメント容
量大２２ｃ）ことを示す。

【００５０】そこで、フルヒットの回数とハーフヒット
の回数を比較を行い（７０９）、例えば、Ｘ＝（フルヒ
ット数）−（ハーフヒット数）≧３０の場合（７１０）
セグメントサイズを小さくする、すなわち、セグメント
の分割数を多くする（７１７）。

【００５１】Ｘ＝（フルヒット数）−（ハーフヒット
数）≦−１０の場合（７１１）セグメントサイズを大き
くする、すなわち、セグメント分割数を少なくする（７
１８）。

【００５２】例えば、図１のヒット管理テーブル５のフ
ルヒット回数記録部５ａの値が３２で、ハーフヒット回
数記録部５ｂの値が２であり、 Ｘ＝３２−２＝３０ となり、Ｘの値が３０となるので、キャッシュバッファ
３３のセグメント数を多くする必要がある。

【００５３】図４は、キュッシュバッファ３３のセグメ
ント分割動作を示したものである。

【００５４】図４に示す優先順位１のセグメント３３ａ
と優先順位２のセグメント２２ｂをそれぞれ２等分する
操作を行い、優先順位１セグメント３３ａを２等分する
ことで優先順位１のセグメント３３ｃ、優先順位２のセ
グメント３３ｄと再割振りする。同様に優先順位の２セ
グメント３３ｂを２等分することで、優先順位３のセグ
メント３３ｅ、優先順位４のセグメント３３ｆと再割振
りする。同時に、キャッシュ管理テーブル４のＬＲＵ管
理及びセグメントスタートアドレス、セグメント長さも
変更する。

【００５５】したがって、キャッシュバッファ３３のセ
グメント数は、２個から４個になる。

【００５６】ここで、セグメント数変化後、個々のセグ
メントは、セグメント数変更前のデータは、２つに分割
され、データのスタートアドレス、データの長さを再設
定する。これにより、セグメント変更前のデータの保持
を可能とする。

【００５７】一方、図１のヒット管理テーブル５のフル
ヒット回数記録部５ａの値が５で、ハーフヒット回数記
録部５ｂの値が１５であり Ｘ＝５−１５＝−１０ となり、Ｘの値が−１０となるので、キャッシュバッフ
ァ３３のセグメント数を少なくする必要がある。

【００５８】例えば、図４に示すセグメントをスタート
アドレスの上位から２個、優先順位１のセグメント３３
ｇ、優先順位４のセグメント３３ｈを１つのセグメント
に統合することによりセグメント数を減らす操作を行
い、優先順位１のセグメント３３ｇを含むセグメントを
優先順位１のセグメント３３ｋ、同様に優先順位２のセ
グメント３３ｊを含むセグメントを優先順位２のセグメ
ント３３ｍと再割振りする。同時に、キャッシュ管理テ
ーブル４のＬＲＵ管理及びセグメントスタートアドレ
ス、セグメント長さも変更する。但し、優先順位１のセ
グメント３３ｇと優先順位２のセグメント３３ｊが同一
のセグメントになった場合、優先順位３のセグメント３
３ｉを含むセグメントを優先順位２と再割振りする。

【００５９】ここで、統合されたセグメントデータ（３
３ｋ、３３ｍ）は、統合前の優先順位の低いセグメント
データ（３３ｈ、３３ｉ）をクリアし、優先順位の高い
データ（３３ｇ、３３ｊ）のスタートアドレスとデータ
長さをセグメント変更後のセグメントデータとし登録す
ることで、変更前の優先順位の高いデータを保持する。

【００６０】したがって、キャッシュバッファ３３のセ
グメント数は、４個から２個になる。

【００６１】そして、セグメント数変更後にヒット管理
テーブル５のカウンタをリセットする。

【００６２】以上、セグメント数の変更について説明し
た。セグメント数の増減処理のタイミングについては、
説明を容易にするために、上述のような説明をしたが、
実際の運用にあたっては、シーケンシャルリードが終了
した時点（ランダムリード等）で行うことが望ましい。

【００６３】次に、先読み量の調整に関し以下説明す
る。

【００６４】ホスト１からのリード要求で、キャッシュ
バッファ３３内データがフルヒットした時、先読み管理
テーブル６にフルヒットデータの最終セクタアドレスで
あるシリンダ番号・ヘッド番号・セクタ番号の値をシリ
ンダ番号記録部６ａ、ヘッド番号記録部６ｂ、セクタ番
号記録部６ｃにそれぞれ登録する（７０８）。

【００６５】その後、ホスト１からシーケンシャルリー
ド要求があり、キャッシュバッファ３３に先読みを行う
必要がある時、先読み直前に先読み管理テーブル６を参
照する（７３０）。もし同一トラック２２上の登録値が
あった場合、先読み管理テーブル６の登録値である最終
セクタアドレスまで先読みを行う（７３２）。

【００６６】例えば、図３のトラック２２上のレコード
Ｒｎ＋１〜Ｒｎ＋５が、すでにキャッシュバッファ３３
内に存在するものとする。そこでホスト１からのリード
要求で、レコードＲｎ＋１、Ｒｎ＋２がフルヒットし、
そのフルヒットデータ２２ｄの最終セクタアドレスのシ
リンダ番号が１０、ヘッド番号が１、セクタ番号が４０
である場合、先読み管理テーブル６のシリンダ番号記録
部６ａに１０、ヘッド番号記録部６ｂに１、セクタ番号
記録部６ｃに４０と登録を行い、アクセス回数記録部６
ｄに１を加算していく。

【００６７】また、先読み管理テーブル６の登録数（本
例では６１〜６４とする）が満杯になり、次の先読み管
理テーブル６に登録操作を行った時は、アクセス回数記
録部６ｄの値が少なく（本例では、１）、最も古い登録
値（本例では、６３）に上書きする。

【００６８】次にホスト１からシーケンシャルリード要
求があり、キャッシュバッファ３３にシリンダ番号が１
０、ヘッド番号が１のトラック２２上のデータ先読みを
行う必要がある時、先読み直前に先読み管理テーブル６
を参照する（７３０）。もし同一トラック２２上のシリ
ンダ番号が１０、ヘッド番号１が登録されている場合、
セクタ番号４０、つまり、前回のフルヒットデータ２２
ｄの最終レコードＲｎ＋２までの先読みを行う（７３
２）。

【００６９】もし、同一トラック２２上の登録値がなか
った場合、トラック２２の終点迄、または、１セグメン
ト満杯になるまで行う（７３５）。

【００７０】以上のように、先読み管理を行うことによ
り、無駄な先読みを防ぎ処理時間を低減できる。

【００７１】

【発明の効果】上記した本発明のディスク記憶装置３に
よれば、フルヒット回数とハーフヒットの回数を計算す
るカウンタを備え、前記カウンタの統計情報の値によ
り、前記ヒット回数の差を算出して、キャッシュバッフ
ァ３３のセグメント数を自動的に切替えることが可能と
なる。

【００７２】また、フルヒット時の最終セクタアドレス
を履歴の情報として先読み管理テーブル６に保存するこ
とにより、次の同一トラック２２上での先読みを行う場
合、データ長さを調節することが可能となる。

【００７３】これにより、セグメント数最適化によるフ
ルヒット率の向上と、無駄な先読み処理時間を低減する
効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例であるキャッシュバッファ制
御方式の一例の動作を説明する概念図である。

【図２】一般的なパーソナルコンピュータのキャッシュ
バッファを内蔵するディスク記憶装置の構成図である。

【図３】本発明の一実施例であるトラック上の記録形態
を説明する概念図である。

【図４】本発明の一実施例であるキャッシュバッファセ
グメント分割の動作方式を説明する概念図である。

【図５】ディスクの構成の一例を示す概念図である。

【図６】ランダムリード時のキャッシュバッファ制御方
式の動作フロー図である。

【図７】シーケンシャルリード時のキャッシュバッファ
制御方式の動作フロー図である。

【符号の説明】

１…ホスト（上位処理装置）、 ２…ディスク
（記録媒体）、21…シリンダ、
22…トラック、３…ディスク記憶装置（外部記憶装
置）、31…マイクロプロセッサ、32…ハードディスクコ
ントローラ、 33…キャッシュバッファ、331〜334
…セグメント、 ４…キャッシュ管理テ
ーブル、５…ヒット管理テーブル、 ５ａ
…フルヒット回数記録部、５ｂ…ハーフヒット回数記録
部、 ６…先読み管理テーブル、６ａ…シリンダ
番号記録部、 ６ｂ…ヘッド番号記録部、６
ｃ…セクタ番号記録部、 ６ｄ…アクセス
回数記録部、33ａ〜33ｋ，33ｍ…キャッシュバッファの
セグメント分割構成。

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数のセグメントに分割可能なキャッシュ
   バッファを内蔵するディスク記憶装置において、 １）ホストからのリード要求に対するキャッシュバッフ
   ァのフルヒットとハーフヒットの回数をカウントする手
   段、 ２）前記フルヒットとハーフヒットの回数をもとにし
   て、キャッシュバッファの分割数すなわち、セグメント
   数を変化させる手段、を備えたことを特徴とするディス
   ク記憶装置。
2. 【請求項２】前記フルヒット時の最終セクタアドレスを
   保持する先読み管理テーブルを設け、一度フルヒットし
   た実績のあるセクタを含むトラックに対するホストから
   の要求で、ディスクからキャッシュバッファへのリード
   が必要となった場合に、前回フルヒットした最終セクタ
   アドレスまでを先読みする手段、を備えたことを特徴と
   する請求項１記載のディスク記憶装置。
3. 【請求項３】前記キャッシュバッファのセグメント数変
   更において、セグメント数増加時、変更前データを分割
   保持する。まだ、セグメント数減少時、統合したセグメ
   ント毎で変更前の優先順位の高いデータを保持する手
   段、を備えたことを特徴とする請求項１または、請求項
   ２記載のディスク記憶装置。