JPH0863397A - ディスクキャッシュ制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】キャッシュ管理テーブルのサーチ高速化とキャ
ッシュの高ヒット率を兼ね備え、磁気記憶装置等のデー
タ記憶装置におけるデータアクセス処理を高速化させ、
データアクセスにおける情報処理装置のオーバーヘッド
を低減すると共に、データの信頼性を高めたキャッシュ
メモリの制御方法を提供する。 【構成】ディスクのデータをセクタの整数倍のサイズの
ブロック毎に管理し、ＣＰＵよりアクセス要求のあった
論理アドレスを含むブロックのデータをキャッシュメモ
リ３に格納する。キャッシュ管理テーブルには、キャッ
シュに格納されているデータのアドレス情報と、アクセ
スされた頻度等の情報を書き込んでおく。キャッシュ制
御装置はデータをキャッシュのどこの領域に保存するか
を決定したり、キャッシュメモリが一杯になったときに
追い出すデータブロックを判定する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、磁気ディスク装置等の
記憶装置において、データアクセスを高速化するのに好
適なキャッシュ制御方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来技術としては、特開平６１ー６２９
５０号公報に開示されているように、ディスクキャッシ
ュメモリのアクセスに際し、登録テーブルを参照する前
にフラグの有無を検査することによりアクセスしたいブ
ロックがキャッシュメモリに存在することを調べる等の
技術が存在する。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】上記従来技術にでは、
キャッシュメモリに目的のデータが存在するかどうかを
調べるのは高速に行なうことができる。しかし、ディス
クの全ブロックをカバーするためのフラグが必要とな
り、メモリが有効利用されない。また、キャッシュメモ
リが一杯になって、データ追い出しを行なう必要が起き
た場合の処理に関する事や、キャッシュメモリ上のデー
タの信頼性について考慮されていない。

【０００４】本発明の目的は、このような問題点を改善
し、キャッシュ管理テーブルのサーチ高速化とキャッシ
ュの高ヒット率を兼ね備え、磁気記憶装置等のデータ記
憶装置におけるデータアクセス処理を高速化させ、デー
タアクセスにおける情報処理装置のオーバーヘッドを低
減すると共に、データの信頼性を高めたキャッシュメモ
リの制御方法を提供することにある。

【０００５】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、ディスクのデータをセクタの整数倍のサイズ毎のブ
ロック単位で管理し、ディスクの論理アドレスから決定
されるブロックとキャッシュメモリのアドレスを対応付
けるキャッシュ管理テーブルを設け、必要とするデータ
がキャッシュメモリにあるかどうかを判定する。ディス
クのデータは、ブロック毎にある程度限定されたキャッ
シュメモリ領域に格納されるので、キャッシュ管理テー
ブルの全領域を調べる必要がなくなりサーチが高速に行
なえる。また、キャッシュ管理テーブルではデータがア
クセスされた回数を記録していくことでデータの使用頻
度を求め、メモリがいっぱいになった場合に使用頻度の
低いデータブロックをキャッシュメモリから掃き出し、
キャッシュのヒット率向上を図る。さらに、キャッシュ
内のデータと実際のディスクのデータが等しいかどうか
を示す情報を付加し、キャッシュのデータとディスクの
データの整合性を確保する。

【０００６】ＣＰＵからディスクリード命令が来た場
合、キャッシュ管理テーブルをサーチし、必要なデータ
がキャッシュメモリの内部にある時にはディスクをアク
セスすることなくキャッシュ上のデータをＣＰＵに渡
す。キャッシュに無い場合には、ディスクから読み込む
と同時にキャッシュにもデータを書込み、データをキャ
ッシュメモリからＣＰＵに渡す。

【０００７】ＣＰＵからディスクライト命令が来た場
合、書込みたいデータがキャッシュ内にある時には、キ
ャッシュ上のデータを書き換えるのみでＣＰＵにはライ
ト終了を報告して制御を返す。その時、キャッシュ管理
テーブルにキャッシュとディスクのデータの整合性がと
れていないことを記す。データがキャッシュに無い時に
は、先ずデータをキャッシュに読み込んでから上記のラ
イト処理を行なう。

【０００８】キャッシュとディスクの整合性が取れてい
ない時に、何らかの理由で電源断が起こっても、キャッ
シュメモリの内容を電池バックアップすることで、デー
タ破壊が発生するのを防ぐ手段を提供する。

【０００９】キャッシュメモリ上のデータの信頼性向上
のため、キャッシュメモリ上のデータにエラー訂正コー
ドを付加し、データエラーが発生した場合には、キャッ
シュ制御装置により自動的にデータの回復を行なう。た
だし、物理的にメモリが破壊されデータエラーが発生し
ている場合には、正常動作不能のメモリ領域をキャッシ
ュメモリの管理領域から外し縮退する機能を提供する。

【００１０】

【作用】ＣＰＵからのアクセス命令が来た場合に、頻繁
にアクセスされるデータのサイズにより、データを管理
するサイズを最適化し、できうる限りヒット率の高めら
れたキャッシュメモリに対する処理を行なうことで、デ
ィスクへの直接のアクセスを極力減らすことができ、デ
ィスクアクセスによる情報処理装置のオーバーヘッドを
抑えることができる。さらに、データに対する電池バッ
クアップやエラー訂正コードの付加等により、データの
信頼性向上が図られる。

【００１１】

【実施例】以下、本発明の実施例について説明する。

【００１２】図１は本発明におけるシステム構成図であ
り、１はプログラムを解析実行してデータの転送授受を
行なう中央処理装置（ＣＰＵ）、２はキャッシュに関す
る制御等を行なうキャッシュ制御装置、３は磁気ディス
クのデータを格納するキャッシュメモリ、４はキャッシ
ュメモリ３のデータと磁気ディスク装置５のデータとを
結び付け、ディスクアクセスがあるごとに内容が更新さ
れるキャッシュ管理テーブル、５は磁気ディスク装置で
ある。

【００１３】図２は、磁気ディスク装置５の論理アドレ
スをブロック単位で２次元の行列（Ｌ，Ｍ）で表した図
である（Ｌ＝１〜ａ，Ｍ＝１〜ｂ）。磁気ディスク装置
５内の１つの磁気ディスクの論理アドレスは、セクタの
整数倍ごとのブロックに区切って管理され、行Ｌと列Ｍ
を指定することで、特定の論理アドレスを含むブロック
を指し示すことができる。なお、行の小さい方が論理ア
ドレスも小さくなるようにする。

【００１４】図１に示すキャッシュ制御装置２は、アク
セスされるデータのサイズに応じてブロックのサイズを
最適化し、キャッシュのヒット率を向上させる機構を備
えている。さらに、上記ブロックサイズは、ユーザが使
用するデータサイズに応じて設定可能に構成してもよ
い。例えば、５００バイト程度のサイズのデータが多く
存在して、頻繁にアクセスされる場合には、キャッシュ
メモリの１ブロックのサイズを５１２バイトにしておけ
ば、キャッシュ領域に無駄が少なくなり、キャッシュメ
モリ３が有効に利用できる。

【００１５】図３はキャッシュメモリ３を図２の１ブロ
ックと同じサイズごとに区切り、２次元の行列（Ｉ，
Ｍ）で表したものである（Ｉ＝１〜ｃ，Ｍ＝１〜ｂ）。
列数Ｍは、図２に示す磁気ディスクの論理アドレスの列
数と同数である。

【００１６】図４はキャッシュ管理テーブル４の一例を
示す図であり、２次元の行列（Ｋ，Ｍ）で示されている
（Ｋ＝１〜ｄ，Ｍ＝１〜ｂ）。列数Ｍは、図２に示す磁
気ディスクの論理アドレスの列数と同数である。キャッ
シュ管理テーブル４は、キャッシュメモリ３に格納され
ているデータの情報を保持する。キャッシュ管理テーブ
ル４の行数ｄは、メモリの利用効率やサーチの高速化の
ために、次の様に変更できる。

【００１７】第１に、図３に示すキャッシュメモリ３の
ブロックと行数を等しくし（ｃ＝ｄ）、キャッシュメモ
リ３の配列と１対１に対応する配列を用意した場合、キ
ャッシュ管理テーブル４の行数から、直ちにデータの入
っているキャッシュの領域を割り出すことができる。し
たがって、キャッシュ管理テーブル４のサーチ処理が高
速化されるが、他方において、キャッシュ管理テーブル
４としてキャッシュメモリ３の全ての領域をカバーする
だけのメモリが必要となる。第２に、図２に示す磁気デ
ィスク装置５の論理アドレスのブロックと行数を等しく
した場合には（ａ＝ｄ）、キャッシュ管理テーブル４を
サーチする必要がなくなり、ディスク上ののデータがキ
ャッシュメモリ３にあるかどうかを調べる手間が大幅に
削減され、サーチ処理が高速化される。しかし、この場
合には、キャッシュ管理テーブル４としてディスクの全
領域をカバーするだけのメモリが必要となり、メモリの
利用効率が良くない。

【００１８】図５はキャッシュ管理テーブルの１ブロッ
クに入っている情報を表したもので、磁気ディスク装置
の各ディスクの論理アドレスとキャッシュメモリ３の領
域を２次元の配列で管理した場合、それぞれのデータが
何行目にあるかを示す情報５１，５２と、キャッシュメ
モリ３から追い出すデータを決定するときに利用するア
クセス回数判定カウンターの情報５３と、キャッシュメ
モリ３のデータがディスクに反映されているか否かを示
す情報５４を記録しておく。ここで、図３における何行
目のデータかを示す情報５２は、図３と図４の行数が等
しい場合には不要なものである。

【００１９】図１において、ＣＰＵ１から磁気ディスク
装置５へ入出力起動命令（リード命令とライト命令のど
ちらでも良い）が最初に発行されたると、該入出力起動
命令に含まれる磁気ディスク装置５の論理アドレスを含
むブロックのデータはキャッシュメモリ３に格納され
る。ここで、磁気ディスクのデータブロックのｉ列目
（ｉ＝１〜ｂ）に存在するデータは、同じくキャッシュ
メモリのｉ列目に順番に格納されていく。この時、キャ
ッシュ制御装置２は、データを圧縮したり（圧縮方法と
しては、公知のＬＺ方式等を利用することができる）、
エラー訂正コードを付加する等の処理を行なう。次に、
データを格納したキャッシュメモリ３のブロックに対応
するキャッシュ管理テーブル４（図４参照）のブロック
に情報を書き込む。キャッシュ管理テーブル４には、図
５に示すように、図２に示すディスク上のデータブロッ
クのうち、何列目のブロックのデータがキャッシュメモ
リ３に格納されたのかを示す情報５１と、アクセス回数
判定情報５３と、磁気ディスクへキャッシュメモリ３の
データを反映済みかどうかを示す情報５４を書き込む。

【００２０】図６は、第１に示す実施例において、キャ
ッシュ制御装置２におけるリード処理を示すフローチャ
ートである。磁気ディスク装置５のリード命令がＣＰＵ
１から発行された場合（ステップ６０）、その論理アド
レスを含むディスクデータブロック（図２参照）が、キ
ャッシュメモリ３のどの列（ｎ）に格納されているのか
を計算する（ステップ６１）。なお、ステップ６１にお
いて、行まで求めても良い。次に、計算で求まったキャ
ッシュ管理テーブル４の特定の列ｎをサーチし（ステッ
プ６２）、キャッシュメモリ３上の何行目にデータがあ
るか否か（キャッシュヒットか否か）を調べる（ステッ
プ６３）。データがキャッシュメモリ３に存在する場合
には、キャッシュ管理テーブル４から目的のデータがキ
ャッシュメモリ３のどこに存在するかを調べ（ステップ
６４）、キャッシュメモリ３上のデータをＣＰＵ１に渡
す（ステップ６９）。データがキャッシュメモリ３に存
在しない場合には、キャッシュ管理テーブル４をサーチ
してキャッシュメモリ３の列ｎに空きがあるか否かを判
定し（ステップ６５）、空きがある場合には磁気ディス
ク装置５上のデータをキャッシュメモリ３の該空き領域
に格納してから（ステップ６７）、キャッシュメモリ３
上のデータをＣＰＵ１に渡し、キャッシュ管理テーブル
４のアクセス回数判定部を書き替える（ステップ６
８）。次に、キャッシュメモリ３上のデータをＣＰＵ１
に渡す（ステップ６９）。キャッシュメモリ３からデー
タを読み込む時、キャッシュ制御装置２は、データの破
壊が発生していないかを調べ、何らかの異常があればエ
ラー訂正コードから正常なデータを作成する。ステップ
６５において、空き領域がないと判定された場合には、
キャッシュ管理テーブル４のアクセス回数判定カウンタ
５３から、追い出すデータを決定し、データの追い出し
を実行した後、ステップ６７に進む。

【００２１】なお、上記実施例において、キャッシュメ
モリ３の物理的な破壊等により、正常にメモリアクセス
が行なえなくなった場合には、キャッシュ制御装置２は
異常のメモリ領域を自動的に切り離し、キャッシュメモ
リ３の容量を縮小して動作を継続する機能を有する。

【００２２】次に、一例として、図６と図７を参照しな
がら、ディスクのデータサイズを５１２ｋＢ単位で扱
い、キャッシュメモリ３の容量１ＭＢ、キャッシュメモ
リ３を行数４、列数５で管理した場合に、磁気ディスク
の論理ブロック８番目から１０ブロック分（ブロック８
からブロック１７まで）リード処理する場合の処理の流
れについて考えてみる。ここで、図７は上記の例におけ
るキャッシュメモリ３の配列を示している。

【００２３】まず、アクセス要求のあった先頭の論理ブ
ロック８番目が、図２において何行目の何列にあるか調
べるために、先頭論理ブロック８番目を、キャッシュの
列数５で割ると、８÷５＝１ 余り３ となる。この結
果の余りより、列数ｎ＝３が求まる。行数ｍは、上記の
商１に１を加えることで求まり、行数ｍ＝２となる（ス
テップ６１）。論理ブロックの８番目は、キャッシュの
３列目にしか入らないので、その列をサーチすれば良い
（ステップ６２）。先頭のブロック８番目の処理が終了
したら、次のブロック９番目に対しても同様の処理を行
ない、順次最後のブロック１７番目まで繰り返し、該当
データがキャッシュメモリ３に格納されているか否かを
サーチする。

【００２４】図８に示す状態遷移図を用いて説明する。
図８において、Ｆｒｅｅとはキャッシュメモリ３にデー
タがない状態を示すフラグであり、Ｓａｍｅとはキャッ
シュメモリ３とディスクの内容が一致している状態を示
すフラグであり、Ｄｉｆｆｅｒｒｅｎｔとはキャッシュ
メモリ３とディスクの内容が一致していない状態を示す
フラグである。図８において、磁気ディスク装置５への
ライト命令が発行された場合、ディスクへの直接の書き
込みは行なわず、キャッシュメモリ３上のデータを書き
替えるのみでＣＰＵ１には処理終了を報告する。そのと
き、キャッシュ管理テーブル４のアクセス回数カウンタ
５３を書き替え、キャッシュメモリ３の内容がディスク
に反映されていないことを示すビット（Ｄｉｆｆｅｒｒ
ｅｎｔ）を立てる（８３）。ただし、ライトキャッシュ
を使用したくない場合には、このビットを無視して常に
ライトスルーにすることもできる。また、磁気ディスク
装置５を管理する磁気記憶制御装置（図示せず）および
ＣＰＵ１のアイドリング時、磁気ディスク装置５とキャ
ッシュメモリ３のデータが一致していない部分につい
て、キャッシュメモリ３上のデータをディスクに書き込
み、キャッシュメモリ３の内容をディスクに反映させて
おくこともできる。そうした場合、キャッシュメモリ３
のデータがディスクに反映されていないことを示すため
にセットしたビット（Ｄｉｆｆｅｒｒｅｎｔ）をクリア
し、キャッシュとディスクの内容の整合性がとれている
事を示すビット（Ｓａｍｅ）をセットする（８２）。

【００２５】アクセス回数判定部（アクセス回数判定カ
ウンタ５３）では、キャッシュ管理テーブルの列ごとに
各々次のような操作を行なうことにより、キャッシュが
一杯になった場合にキャッシュから追い出すデータを決
定する（ステップ６６）。ここでは説明を簡単にするた
め、キャッシュメモリ３の行数が３行の場合について考
え、図９及び図１０に示すように、特定の１列に注目し
てみることにする。

【００２６】図９において、は、まだキャッシュに何
らデータが入っていない状態（図８の８１）。は、デ
ータのアクセスが行なわれ１行目にデータが入った状
態。は、さらに別のデータアクセスが行なわれ、その
データが２行目に格納された状態。は、さらに別のデ
ータがアクセスされ、そのデータが３行目に格納された
状態。

【００２７】この後、例えば２行目のデータをアクセス
する命令が来た場合には、図１０のαの様になる。ま
た、の状態の後、３行目のデータをアクセスしてか
ら、２行目をアクセスすると、図１０のβの様になる。

【００２８】このように、新しくアクセスされたデータ
ブロックのカウンターの値は常に１とし、同一列におけ
るその他のブロックの中でカウンターの値が０でないブ
ロックについてはそのカウンターの値を１ずつ増やして
いく。

【００２９】アクセス回数判定部（５３）では、キャッ
シュ管理テーブルの列ごとにこのような操作を行なうこ
とによりキャッシュが一杯になった場合にキャッシュか
ら追い出すデータを決定する（ステップ６６）。アクセ
ス回数判定用カウンタ５３は最初全て０になっており、
キャッシュメモリ３内にデータが格納されていないこと
を表している（図８の８１）。キャッシュメモリ３にデ
ータが格納された時、そのキャッシュ領域に対応するキ
ャッシュ管理テーブル４のブロック内のアクセス回数判
定用カウンタ５３の値と、その列の他のブロックでカウ
ンタの値が０以外の所のカウンターの値を１増やす。０
の部分が無くなり、キャッシュの追い出しを行なうとき
には、アクセス回数判定用カウンターの値が最大のブロ
ック、つまり最も長い間アクセスされずにキャッシュに
残っていたブロックから追い出す。また、カウンターの
値がある一定の値まで行った場合にも、そのブロックの
データをキャッシュから追い出す。ただし、追い出すブ
ロックのデータがディスクに反映されていない場合（Ｄ
ｉｆｆｅｒｒｅｎｔ）には、キャッシュメモリ３の内容
をディスクに書き込んでからキャッシュメモリ３上のデ
ータの追い出しを行なう。

【００３０】まれにアクセスされるデータのサイズが、
キャッシュ領域の１行に納まらないほど大きく（一度に
数十ＭＢ単位のアクセスが来た場合）、キャッシュ領域
に空きが無い場合などには、キャッシュメモリ３にデー
タを格納せずに処理する手段を採ることもでき、キャッ
シュ管理テーブル４のサーチを行なわず、すでにキャッ
シュメモリ３に格納されているデータを追い出さないよ
うにする機能を設ることで、キャッシュヒット率を向上
させている。

【００３１】

【発明の効果】本発明によれば、アクセスされるディス
クの論理アドレス毎に、キャッシュ管理テーブルのサー
チに必要な部分が特定の列に限定されるため、全てのテ
ーブルを見る必要がなくなり、サーチ処理が高速化され
る。また、データのアクセス頻度を判定していることで
キャッシュのヒット率が向上する。以上の理由で、ディ
スクへの直接のアクセスを減らすことができ、ディスク
アクセスによる情報処理装置のオーバーヘッドを極力抑
えることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】図１は本発明を適用したシステム構成を示すブ
ロック図。

【図２】図２は図１に示す磁気ディスク装置の論理アド
レスをブロック単位で２次元の行列で表した図。

【図３】図３は図１に示すキャッシュメモリを図２の１
ブロックと同じサイズごとに区切り、２次元の行列で表
した図。

【図４】図４は２次元の行列で構成され、キャッシュメ
モリに格納されているデータの情報を保持するキャッシ
ュ管理テーブルの一例を示す図。

【図５】図５はキャッシュ管理テーブルの１ブロックに
入っている情報を表す図。

【図６】図６はリード処理の場合のフローチャート。

【図７】図７は図１に示すキャッシュメモリの配列の具
体例を示す図。

【図８】図８は図１に示すキャッシュメモリの状態遷移
図。

【図９】図９はキャッシュ管理テーブルの１ブロック内
に含まれるアクセス回数判定カウンタの計数値の変化の
一例を示す図。

【図１０】図１０はキャッシュ管理テーブルの１ブロッ
ク内に含まれるアクセス回数判定カウンタの計数値の変
化の一例を示す図。

【符号の説明】

１…中央処理装置（ＣＰＵ）、２…キャッシュ制御装
置、３…キャッシュメモリ、４…キャッシュ管理テーブ
ル、５…磁気ディスク装置。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 古結 明男 愛知県尾張旭市晴丘町池上１番地 株式会 社日立製作所オフィスシステム事業部内

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 磁気ディスク装置と、磁気ディスク装置
   に対する入出力起動命令を解析実行する中央処理装置
   と、磁気ディスクのデータをキャッシングするキャッシ
   ュメモリと、キャッシュメモリを制御するキャッシュ制
   御装置からなる情報処理装置において、 頻繁にディスクアクセスされるデータのサイズに合わせ
   て可変的に最適化したブロック単位のデータを２次元の
   行列として管理し、かつそのブロック毎のデータをディ
   スクの論理アドレスから割り出されるブロック毎に、あ
   る限定された列のキャッシュメモリ領域に格納し、更に
   アクセス要求のあったディスクの論理アドレスを含むブ
   ロックが、キャッシュメモリのどの領域に格納されてい
   るかを対応付けるキャッシュ管理テーブルを設けたこと
   を特徴とするディスクキャッシュ制御方法。
2. 【請求項２】 上記キャッシュメモリに空きがなくな
   り、データのリプレースが必要になった場合、ディスク
   アクセスが行なわれる毎に必要となるサーチ処理時に、
   キャッシュ管理テーブルのアクセス回数判定カウンター
   の値を１ずつ増やしていく処理を行ない、サーチと同時
   に最も長い間使用されなかったデータの判定を可能に
   し、その判定結果よりリプレースするデータを決定する
   ことを特徴とする請求項１記載のディスクキャッシュ制
   御方法。
3. 【請求項３】 上記ディスクにデータを書き込むときに
   データを圧縮し、読み込むときにはデータを元のサイズ
   に伸張することを特徴とする請求項１記載のディスクキ
   ャッシュ制御方法。
4. 【請求項４】 キャッシュメモリが部分的に正常動作不
   能となった場合、動作不能のメモリ空間をキャッシュメ
   モリの管理領域から外し、キャッシュメモリ容量が減少
   した状態でのディスクキャッシュの動作を可能とした請
   求項１記載のディスクキャッシュ制御方法。