JPH10232838A

JPH10232838A - ディスク記憶システム

Info

Publication number: JPH10232838A
Application number: JP9302387A
Authority: JP
Inventors: Kiyohiro Obara; 清弘小原
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1996-11-05
Filing date: 1997-11-05
Publication date: 1998-09-02

Abstract

(57)【要約】【課題】圧縮された複数のレコードのそれぞれを読み
出し容易なようにディスク記憶システムのキャッシュメ
モリに記憶する。【解決手段】キャッシュメモリへ格納されるデータ
を、そのデータが属するトラックブロックに対応して、
ともに２つのキャッシュブロックの大きさを有する複数
のデータブロックに分割して圧縮する。圧縮後の各デー
タブロックを一つ又は複数のキャッシュブロックに記憶
する。それらのキャッシュブロックをそのデータブロッ
クのトラック内アドレスから検索するための情報をキャ
ッシュメモリに対する検索情報の一部として記憶する。
いずれかのレコードの各データブロックを読み出すとき
には、そのデータブロックのトラック内アドレスと上記
検索情報とに基づいて、圧縮後のそのデータブロックを
記憶したキャッシュブロックを判別する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、データを圧縮して
メモリに記憶する方法およびその方法をキャッシュメモ
リに適用したディスク記憶システムに関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、少なくとも一つのディスク記憶装
置を有するディスク記憶システムにおいては、キャッシ
ュメモリを装備することが一般的である。特に、複数の
ディスクドライブを用いて冗長性を持たせ、性能や耐障
害性を高めたディスクアレイシステムの多くは、数百ギ
ガバイトの容量を有するため、数ギガバイトのもの容量
のキャッシュメモリを持つ。

【０００３】ディスク記憶システムでは、記憶媒体への
アクセス時間とキャッシュメモリへのアクセス時間の差
が非常に大きい。このために、ディスク記憶システムで
は、キャッシュメモリの導入によるレスポンスタイムの
向上の効果は顕著に表れる。キャッシュメモリの容量を
増やせばキャッシュメモリのヒット率が向上し、レスポ
ンスタイムが向上する。一方、大量のキャッシュメモリ
の装備は、ディスク記憶システム全体のコストを顕著に
上昇させる。

【０００４】ところで、少ない記憶領域を有効に利用す
る手段として、データ圧縮技術がある。例えば、植松友
彦著、“文書データ圧縮アルゴリズム”ＣＱ出版社、第
２２７頁から第２４４頁によれば、圧縮アルゴリズムや
被圧縮データに依存するが、概して元データの半分以下
の容量までデータを圧縮可能である。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】本発明者は、上記圧縮
技術をディスク記憶システムのキャッシュメモリに適用
することを検討した。その結果、以下のことを見いだし
た。

【０００６】ディスク記憶システムにおいて、入力され
たデータを圧縮してキャッシュメモリに格納すると、非
圧縮データの倍以上のデータがキャッシュメモリに格納
可能となる。これは、キャッシュメモリの容量を倍以上
に増やした場合と実効的に等価である。コスト的な観点
から見た場合でも、従来の半分の容量で従来と同様なキ
ャッシュメモリの効果が得られ、高価なメモリの使用量
を削減できる。

【０００７】しかしながら、圧縮技術をキャッシュメモ
リに適用するには、圧縮データをキャッシュメモリにど
のように記憶し、記憶された圧縮データをどのように検
索するかが問題である。

【０００８】従来のディスク記憶システムにおいては、
各トラックにはホストから供給された複数のデータ（レ
コード）が記憶される。各レコードは、制御データと書
き込みデータとを有し、制御データは、レコード番号お
よびレコード長を含む。あるトラックに最初のレコード
Ｌ１を記憶した後に次のレコードを記憶するときには、
レコードＬ１を読み出し、その中の制御コードに含まれ
たレコード長から、次のレコードＬ２の先頭を書き込む
位置を決定する。後続のレコードＬ３，Ｌ４等を書き込
む場合にも同じ処理を先行するレコードＬ１，Ｌ２，Ｌ
３等に対して繰り返す。このことは、複数のレコードが
記憶された後に、いずれかのレコードを読み出すとき
に、そのレコードの先頭位置を判定するのにも使用され
る。

【０００９】ディスク記憶システム内のキャッシュメモ
リに複数のレコードを圧縮しないで保持させる場合に
も、同様の方法で、目的のレコードに属するデータを読
み出すことができると期待できる。

【００１０】しかし、上記レコードの記憶位置の判定方
法は、各レコードを圧縮してキャッシュメモリに記憶す
るときにそのままでは使用できない。たとえば、レコー
ドＬ１を圧縮してキャッシュメモリに記憶した後に、レ
コードＬ２の先頭のデータを書き込む位置を判別するこ
とは、上記の方法を少し修正するだけで実現できる。す
なわち、圧縮後のレコードＬ１をキャッシュメモリから
読み出し、伸張する。伸張後のレコードＬ１の制御デー
タによりレコードＬ２の先頭のデータの書き込み位置を
決定できる。しかし、その後レコードＬ２を圧縮してキ
ャッシュメモリに記憶した後で、レコードＬ３を記憶す
る場合、レコードＬ３の先頭データを記憶すべき記憶位
置を上記の方法のみでは決定できない。すなわち、圧縮
されたレコードＬ１，Ｌ２をそれぞれ記憶した後では、
レコードＬ１内の制御データを読み出そうとするには、
圧縮後のレコードＬ１の長さが分からないと、レコード
Ｌ１として読み出すべきデータを判別できない。このこ
とはレコードＬ２についても同じである。したがって、
圧縮後の各レコードをキャッシュメモリに記憶するとき
には、圧縮後の各レコードの長さを記憶しておくかある
いはそれに代わる情報が必要である。

【００１１】しかし、圧縮後のレコードの長さをキャッ
シュディレクトリ等に記憶するという方法も、問題があ
ることが判明した。実際にはホストから供給される書き
込みデータは複数のレコードを含む場合もある。このよ
うな書き込みデータを圧縮しても、その書き込みデータ
に含まれた個々のレコードの圧縮後の長さを知ることが
できない。

【００１２】このような書き込みデータに含まれた個々
のレコードの圧縮後の長さを検出するには、たとえば次
のような処理が必要である。この書き込みデータを圧縮
する前に、その書き込みデータに含まれた個々のレコー
ドに対する制御データを切り出し、それぞれの制御デー
タの中のレコード長を切り出す。上記書き込みデータを
切り出された個々のレコードの長さに応じて複数のデー
タに分離し、それぞれのデータを区別して圧縮する。

【００１３】しかし、このような方法は、ホストから供
給された書き込みデータの内容を判別することを必要と
する。実際には、ホストから供給された書き込みデータ
の内容を判別するための時間により、書き込みデータを
キャッシュメモリに連続して書き込むことができなくな
る。実用的な観点からは、ホストから連続して供給され
る書き込みデータを連続してキャッシュメモリに書き込
めることが望ましい。従って、上に考えた方法はディス
ク記憶システムのキャッシュメモリに適用するには実用
的でない。

【００１４】従って、複数のレコードを含む可能性があ
る書き込みデータを圧縮してキャッシュメモリに記憶す
るという方法により、同じトラックに書き込まれるべき
複数のレコードをキャッシュメモリに書き込んだ場合、
後続のレコードを書き込むキャッシュメモリに書き込む
には、すでにキャッシュメモリに書き込まれた、同じト
ラックに書き込まれるべきデータの全体をキャッシュメ
モリから読み出し、伸張する必要がある。しかし、この
ような多量のデータを伸張するのは時間が掛かる。この
ことは、同じトラックに記憶されるべき複数のレコード
をキャッシュメモリに記憶した後に、いずれかのレコー
ドを読み出す場合にも同じである。

【００１５】このように、あるトラックに書き込まれる
べきデータを圧縮してキャッシュメモリに記憶するに
は、すでに記憶された同じトラックに属すべきデータの
全体を伸張する必要があり、この伸張処理に時間が掛か
るという第１の問題が生じる。

【００１６】さらに、そのレコードがその後更新された
ときに、更新後の圧縮レコードの長さが更新前の圧縮レ
コードの長さとは異なる。圧縮レコードの長さは、レコ
ードの内容により異なるからである。したがって、更新
前の圧縮レコードの記憶領域に更新後の圧縮レコードを
記憶することができなくなるケースがあるという第２の
問題が生じる。この場合、その更新後の圧縮データを記
憶する領域を変更するかあるいは更新前の圧縮データの
記憶領域の前後の記憶領域に記憶された他の圧縮データ
を移動することが必要になる。更新後の圧縮データを記
憶する領域を変更した場合には、更新前の圧縮データを
記憶した領域が空き状態になり、上記他の圧縮データを
移動した場合には、データ移動という余分な処理が必要
になる。

【００１７】したがって、本発明の目的は、圧縮された
複数のレコードをキャッシュメモリに記憶することがで
き、同じトラックに属する圧縮された複数のレコードの
任意の一つをそのキャッシュメモリから簡単な処理によ
り読み出すことができるディスク記憶システムを提供す
ることである。

【００１８】本発明の他の目的は、キャッシュメモリに
記憶された任意の圧縮されたレコードを更新したときに
生じる圧縮後のレコードの容量の変化に簡単に対応でき
るキャッシュメモリを有するディスク記憶システムを提
供することである。

【００１９】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明によるディスク記憶システム内の、キャッシ
ュメモリに対するコントロール回路は、上記ディスクド
ライブに記憶されるべき上位装置が供給した書き込みデ
ータを、上記上位装置が指定した論理的なディスクアド
レスに従って複数のデータブロックに区分して圧縮し、
上記圧縮後の複数のデータブロックを上記キャッシュメ
モリ内の一群のキャッシュブロックに、各キャッシュブ
ロックが一つのデータブロックに属するデータを記憶
し、異なるデータブロックに属するデータを記憶しない
ように記憶する。

【００２０】ここで、上記上位装置が指定した論理的な
ディスクアドレスが指定する論理的なトラックは、互い
に同じ容量を有する複数のトラックブロックに区分さ
れ、上記複数のデータブロックの各々が上記複数のトラ
ックブロックの同じ一つに属する論理的なディスクアド
レスを有するデータのみからなるように、上記複数のデ
ータブロックが定められる。

【００２１】上記コントロール回路は、上記区分された
複数のデータブロックの一つを上記キャッシュメモリか
ら読み出すときに、上記一群のキャッシュブロック内
の、上記読み出すべき一つのデータブロックに対する一
つの圧縮後のデータブロックを記憶した少なくとも一つ
のキャッシュブロックを判別し、その少なくとも一つの
キャッシュブロックに記憶されたデータを読み出し、上
記読み出されたデータを伸長する。

【００２２】ここで、上記一群のキャッシュブロック
は、それぞれ第１の容量を有し、上記複数のトラックブ
ロックの各々の上記容量は、上記第１の容量より大きな
第２の容量となるように予め定められている。

【００２３】より具体的には、上記コントロール回路
は、上記圧縮後の複数のデータブロックが上記キャッシ
ュメモリ内の一群のキャッシュブロックに記憶されたと
きに、上記一群のキャッシュブロックの各々を、そこに
記憶された圧縮後のデータブロックに属する少なくとも
一部のデータの論理的なディスクアドレスに基づいて検
索するための情報を、上記キャッシュメモリに対する検
索情報の一部として記憶し、上記読み出すべき一つのデ
ータブロックに対する上記一つの圧縮後のデータブロッ
クを記憶した上記少なくとも一つのキャッシュブロック
の上記判別を、上記記憶された検索情報と、上記読み出
すべき少なくとも一つのデータブロックの上記論理的な
ディスクアドレスとに基づいて行う。

【００２４】このコントロール回路によれば、書き込み
データに含まれたレコード内の一部のデータを含むデー
タブロックは、一つもしくは複数のキャッシュブロック
に記憶される。上記一部のデータを読み出すときには、
それらの複数のキャッシュブロックは、上記データブロ
ックに対応する一つのトラックブロックの論理的なディ
スクアドレスにより判別することができ、そのデータブ
ロックをキャッシュメモリから容易に読み出すことがで
きる。

【００２５】たとえば、あるトラックに最初のレコード
Ｌ１を記憶する処理は、論理的なディスクアドレスを使
用して次のように行うことができる。そのレコードＬ１
は、論理的なディスクアドレスが指定するトラック内ア
ドレスの先頭値から始まり、レコード長で決まるレコー
ド末尾に対するトラック内アドレスまでの範囲のアドレ
スを有する。このアドレス範囲によりレコードＬ１を複
数のデータブロックに区分され、各データブロックが圧
縮されて一つ又は複数のキャッシュブロックに記憶され
る。したがって、そのレコードの先頭に位置する制御デ
ータを含むデータブロックはトラック内アドレスの先頭
値を有する。したがって、レコードＬ１のこの制御デー
タを含む圧縮後のデータブロックを記憶したキャッシュ
ブロックは簡単に判別できる。

【００２６】レコードＬ２をキャッシュメモリに記憶す
るときには、上記制御データを含む圧縮後のデータブロ
ックを読み出し、伸張する。その伸張されたデータブロ
ックから制御データを切り出し、その中のデータ長か
ら、レコードＬ２の先頭のデータのトラック内アドレス
を決定できる。したがって、レコードＬ２に属するデー
タが有するトラック内アドレスが分布する範囲が決定さ
れ、そのアドレスの範囲に基づいて、レコードＬ２が複
数のデータブロックに分割され、各データブロックが圧
縮されて一つ又は複数のキャッシュブロックに記憶され
る。レコードＬ２をその後読み出すときあるいは高速の
レコードＬ３を記憶しあるいは読み出すときも同様に行
うことができる。以上のごとく、あるレコードの制御デ
ータをキャッシュメモリから読み出すには、圧縮され
た、その制御データを含む一つのデータブロックを読み
出し、伸張すればよい。

【００２７】

【発明の実施の形態】以下、本発明に係る圧縮データの
記憶方法を適用したディスク記憶システムを図面に示し
たいくつかの実施例を参照してさらに詳細に説明する。
なお、以下においては、同じ参照番号は同じものもしく
は類似のものを表わすものとする。また、第２の実施例
以降においては、第１の実施例との相違点を主に説明す
るに止める。

【００２８】＜発明の実施例１＞図５において、ディス
クアレイシステム８は、複数のホスト１の一つとそれぞ
れ接続している複数のホストインタフェース２、共有メ
モリ３、キャッシュメモリ４、複数のディスクドライブ
６に接続された複数のディスクインタフェース５および
これらの装置を接続する共通バス７により構成されてい
る。複数のホストインタフェース２の各々の接続先のホ
スト１が同一であってもよい。

【００２９】共有メモリ３とキャッシュメモリ４は、複
数のホストインタフェース２と複数のディスクインタフ
ェース５が参照可能な共有資源である。すなわち、キャ
ッシュメモリ４には、ホスト１からディスクアレイシス
テム８へ供給されたデータとディスクドライブ６から読
み出され、ホスト１に出力されたデータが一時的に保存
される。共有メモリ３とキャッシュメモリ４は、実際に
は物理的に同じメモリ上に構成されるが、図では、これ
らのメモリ４は区別して図示されている。

【００３０】入出力データは、キャッシュメモリ４に格
納され、キャッシュメモリ４内のデータの管理に使用す
るキャッシュディレクトリ等の制御情報は共有メモリ３
に格納される。複数のホストインタフェース２と複数の
ディスクインタフェース５が能動的にこれらの共有資源
をアクセスし、共有資源とのデータのやりとりを行う。
なお、本発明は、ディスク記憶システム全体として共通
のＣＰＵを持ち、そのＣＰＵによって複数のホストイン
タフェース２と複数のディスクインタフェース５の各々
と共有資源との間のデータのやりとりを制御するディス
ク記憶システムにも適用可能である。

【００３１】各ディスクインタフェース５は、ディスク
ドライブ５とキャッシュメモリ４との間でデータを転送
するためのＳＣＳＩインタフェース回路からなる。図６
に示すように、ホストインタフェース２は、プロトコル
コントローラ２８、ホストインタフェースコントローラ
２９、圧縮／伸張回路３０、バスアダプタ３１により構
成されている。

【００３２】プロトコルコントローラ２８は、ホスト１
から共通規格のプロトコルでもって送られてくる、ディ
スク入出力コマンドとディスクドライブ６に書き込まれ
るべきデータを、それぞれホストインタフェースコント
ローラ２９および圧縮／伸張回路３０へ送出する。さら
に、プロトコルコントローラ２８は、ホスト１からの入
出力コマンドにより読み出しを要求されたデータをホス
ト１に転送するための、応答コマンドに含まれるべきコ
マンド部分とデータ部分を、それぞれホストインタフェ
ースコントローラ２９と圧縮／伸張回路３０から受け取
り、共通規格のプロトコルでもってホスト１に送る。

【００３３】バスアダプタ３１は、ホストインタフェー
スコントローラ２９および圧縮／伸張回路３０と、共通
バス７との間のプロトコル変換、およびホストインタフ
ェースコントローラ２９から指定されたキャッシュメモ
リ４内の領域とホストインタフェース２との間での実際
のデータ転送を行う。

【００３４】ホストインタフェースコントローラ２９
は、内部にＣＰＵとメモリを含み、そのメモリに記憶さ
れたプログラムに従って、以下の制御を行う。すなわ
ち、ホスト１からの入出力コマンドのコマンド部分を解
析し、このコマンド内容で指定されるディスクアドレス
情報に従って、バスアダプタ３１を通して共有メモリ３
からキャッシュディレクトリを参照し、そのコマンドが
要求するデータのキャッシュヒット／ミス判定を行う。
さらに、このコマンドの内容に応じてデータ圧縮／伸張
回路３０の起動および動作を制御し、さらに、キャッシ
ュメモリ４とホスト１間のデータの流れおよびキャッシ
ュメモリ４とディスクドライブ６との間のデータの流れ
を制御する。従って、本実施例では、ホストインタフェ
ースコントローラ２９，圧縮／伸張回路３０、共有メモ
リ３が、キャッシュメモリ４に対するデータの読み書き
を実現することになる。

【００３５】より具体的には、デスクアレイシステム８
へホスト１からデータが書き込まれる処理では、ホスト
インタフェースコントローラ２９は、ホスト１から与え
られた入出力コマンドに含まれたディスクアドレスに基
づいて、共有メモリ３内のキャッシュディレクトリを参
照し、キャッシュメモリ４のヒットミスを判定する。キ
ャッシュヒットならば、ホストインタフェースコントロ
ーラ２９は、キャッシュメモリ４上のデータを圧縮／伸
張回路３０により与えられる新たな書き込みデータによ
り更新する。キャッシュミスならば、プロトコルコント
ローラ２８は、キャッシュメモリ４内にすでに格納済み
のデータを、圧縮／伸張回路３０により与えられる新た
な書き込みデータにより置換する。置換されたデータ
は、ディスクインタフェース回路５によりディスクドラ
イブ６に書き込まれる。本実施例では、ホスト１から送
られたデータを圧縮したデータがキャッシュメモリ４に
記憶され、ディスクドライブ６には圧縮前のデータが記
憶される。

【００３６】デスクアレイシステムからホスト１へデー
タが読み出される処理では、最初に、ホストインタフェ
ースコントローラ２９が、ホスト１より与えられた入出
力コマンドにより指定されるディスクアドレスに対して
キャッシュメモリ４のヒット／ミスを判定する。キャッ
シュヒットならば、このディスクアドレスのデータをキ
ャッシュメモリ４から読み出し、圧縮／伸張回路３０に
より、このデータを伸張し、プロトコルコントローラ２
８を介してホスト１に送る。キャッシュミスならば、こ
のディスクアドレスのデータをディスクドライブ６から
読み出し、プロトコルコントローラ２８を介してホスト
１に送るとともに、圧縮／伸張回路３０により、このデ
ータを圧縮し、キャッシュメモリ４に格納する。

【００３７】以下、本実施例での装置の動作の詳細を説
明する。ホスト１を制御するオペレーティングシステム
（ＯＳ）はＩＢＭ社により開発されたＭＶＳであると仮
定する。このＯＳが発行するコマンドは、ＯＳが想定し
ている論理的なディスク記憶システムに対するコマンド
として扱われる。このコマンドが指定するディスクアド
レスはその論理的なディスク記憶システムに対するもの
である。ディスクアレイシステム８は、ＯＳが想定する
論理的なディスク記憶システムをエミュレートする。

【００３８】ディスクアレイシステムがこのエミュレー
トを行うためには、いくつかのＲＡＩＤレベルが使用で
きることが知られているが、本実施例ではＲＡＩＤ５を
使用する。より具体的には、ディスクアレイシステム８
は、論理的なディスク記憶システム内の各論理的なドラ
イブの各トラックに対応して一つのディスクドライブ６
内の一つのトラックを割り当てる。各ディスクドライブ
６内の各トラックの容量は、一般的には、論理的なトラ
ックの容量と等しいかあるいはそれより大きくなるよう
に定められる。本実施例では、簡単化のためにそれらの
２種類のトラックの容量は等しいと仮定する。すなわ
ち、ＯＳが前提とする一つのトラックは、ディスクアレ
イシステム８による実際のディスクドライブ６への書き
込みにおいても、一つのディスクドライブ上の一つのト
ラックに対応している。したがって、以下では、一つの
論理的なトラックとそれに対応して定められた物理的な
トラックを区別しないこともある。

【００３９】上記ＯＳが発行するコマンドは一つの論理
的なドライブの一つの論理的なトラックに属する一つま
たは複数のレコードの書き込みを要求する。ディスクア
レイシステム８は、その書き込みコマンドが指定するデ
ィスクアドレスを有するトラックに対して割り当てられ
た物理的なトラックに対してそのコマンドを実行する。
このために、ディスクアレイシステム８は、ＯＳが発行
した書き込みコマンドあるいは読み出しコマンドが指定
する論理的なディスクアドレスを対応する物理的な一つ
のトラックに対する物理的なディスクアドレスに変換す
る。しかし、ディスクアレイシステム８は、キャッシュ
メモリ４をアクセスするときには、ＯＳが発行した書き
込みコマンドあるいは読み出しコマンドが指定する論理
的なディスクアドレスをそのまま使用する。

【００４０】ディスクアレイシステム８の動作は、論理
的には二つの部分に分かれる。一つは、ホストインタフ
ェースコントローラ２９による、ホスト１とキャッシュ
メモリ４との間でのデータの交換である。他は、ディス
クインタフェース５による、キャッシュメモリ４とディ
スクドライブ６との間でのデータ交換である。

【００４１】ディスクアレイシステム８においては、ホ
スト１とディスクドライブ６との間で交換される全ての
データは、キャッシュメモリ４を経由される。ホスト１
が供給する書き込みデータは後に説明する方法で圧縮さ
れてキャッシュメモリ４に記憶される。ディスクインタ
フェース５による、キャッシュメモリ４とディスクドラ
イブ６との間でのデータ交換においては、ディスクアレ
イシステム８が採用するＲＡＩＤレベルに従って、ホス
トから供給されキャッシュメモリ４に格納されたデータ
がいずれかのディスクドライブ６のいずれかのトラック
に書き込む。

【００４２】本実施例では、ホスト１から転送されてく
るデータを圧縮してキャッシュメモリ４に格納するモー
ドがホスト１からあらかじめ指定されている場合または
事前にディスクアレイシステム８内にそのモードが設定
されている場合には、このホストインタフェースコント
ローラ２９が、圧縮／伸張回路３０を制御することによ
って、ホスト１からディスクアレイシステム８へ転送さ
れてくる書き込みデータを圧縮してキャッシュメモリ４
に格納する。このときに、この書き込みデータを複数の
データブロックに区分し、各データブロックを圧縮す
る。書き込みデータを区分する位置は、ＯＳが想定して
いる論理的なトラック内に定められた複数のトラックブ
ロックにより定める。一つのトラックブロックは、２つ
のキャッシュブロック長に等しいデータ量を記憶可能で
ある。したがって、各データブロックの大きさは２キャ
ッシュブロック長かもしくはそれより小さくなる。圧縮
後のデータが１キャッシュブロック長より大きいとき、
圧縮されたデータの内のキャッシュブロック長の部分を
第１のキャッシュブロックに記憶し、キャッシュブロッ
ク長より大きい部分（あふれデータ）を第１のキャッシ
ュブロックとは非連続な第２のキャッシュブロックに格
納する。このとき、バスアダプタは３１は、圧縮された
データの内のキャッシュブロック長の部分とあふれデー
タを第１，第２のキャッシュブロックに連続して転送可
能に構成されている。

【００４３】ここでは、ホストインタフェース２中に圧
縮／伸張回路３０が設けられているが、この回路は、キ
ャッシュメモリ４、共通バス７に接続されたその他のコ
ンポーネント等に設けられてもよい。また、圧縮／伸張
回路３０はすでに公知の圧縮／伸張アルゴリズムの一つ
に従って動作するが、他のアルゴリズムも適用可能であ
る。なお、データの圧縮・伸張処理は、ホスト１と圧縮
／伸張回路３０とのデータの転送処理もしくは、圧縮／
伸張回路３０とキャッシュメモリ４とのデータ転送処理
とに対してパイプライン的に同時に実行されるので、ホ
スト１がディスクドライブ６をアクセスする時間にはほ
とんど影響を与えない。

【００４４】上記ＯＳは、同じトラックには、レコード
番号の順に順次複数のレコードを書き込むように、それ
ぞれのレコードに対するＳＥＡＲＣＨコマンドおよびＷ
ＲＩＴＥコマンドを供給する。一つのトラックには、第
１のレコードはそのトラックの先頭位置から書き込ま
れ、第２のレコードは、第１のレコードが記憶領域の後
続の記憶領域に書き込まれる。後続のレコードに関して
も同じである。各トラックには、可変長の複数のレコー
ドを書き込み可能である。

【００４５】ＳＥＡＲＣＨコマンドは、ディスク記憶シ
ステムに対して、読みとりヘッドの位置づけを要求す
る。このコマンドは、アクセスすべきレコードに対する
ディスクアドレスを指定する。アドレスはＣＣＨＨＲと
呼ばれるディスクアドレスであり、ＣＣはシリンダアド
レスを指す２バイトのデータであり、ＨＨは、ヘッドア
ドレスを指す２バイトのデータであり、Ｒはレコード番
号を指す１バイトのデータである。その後、ＯＳは、Ｗ
ＲＩＴＥコマンドを発行するとともに、書き込むべきレ
コードをディスクアレイシステム８に供給する。このコ
マンドも、上記アドレスＣＣＨＨＲとレコード長とを指
定する。ＯＳが供給するレコードには、書き込むべきデ
ータ部分とその前に位置する制御データとを含む。制御
データはレコード長、レコード番号等を含む。

【００４６】ＯＳが、既に書き込まれたレコードを読み
出すときには、ＯＳは、そのレコードを指定するＳＥＡ
ＲＣＨコマンドとともに、そのレコードを指定するＲＥ
ＡＤコマンドを発行する。このＲＥＡＤコマンドは、上
記ディスクアドレスを指定するがレコード長は指定しな
い。

【００４７】共有メモリ３には、キャッシュディレクト
リと呼ばれる、キャッシュメモリ４上のデータの管理情
報が格納される。ホストインタフェース２とディスクイ
ンタフェース５は、このキャッシュディレクトリの情報
を参照することにより、読み書きの対象としているデー
タが、キャッシュメモリ４上にない（キャッシュミス）
かあるいはキャッシュメモリ４上にあるか（キャッシュ
ヒット）の判断、およびキャッシュヒットの場合はその
データのキャッシュメモリ４上の記憶位置（以下、この
位置をキャッシュメモリアドレスと呼ぶことがある）を
取得できる。

【００４８】図２において、キャッシュディレクトリ３
０は、ドライブテーブル９と、論理的なディスクドライ
ブの数に等しい数のキャッシュスロットコントロールブ
ロック（ＳＬＣＢ）１０と、キャッシュセグメントコン
トロールブロック（ＳＧＣＢ）１１とよりなる。ドライ
ブテーブル９は、ホスト１のＯＳが想定している論理的
なディスク記憶システムに含まれる論理的なディスクド
ライブを表現している。すなわち、ドライブテーブル９
の一つのエントリが一つの論理的なディスクドライブに
対応する。ドライブテーブル９の各エントリは、そのエ
ントリに対応する論理的なディスクドライブに対応して
設けられたキャッシュスロットコントロールブロック１
０の先頭を示すポインタを保持している。

【００４９】キャッシュスロットコントロールブロック
１０の各エントリ（以下、ＳＬＣＢブロックと呼ぶこと
がある）は、対応する論理的なディスクドライブの一つ
の論理的なトラックに対応している。各ＳＬＣＢエント
リは、キャッシュセグメントコントロールブロック１１
内の一つのエントリ（以下、ＳＧＣＢエントリと呼ぶこ
とがある）を示すポインタを持つ。各ＳＧＣＢエントリ
は、キャッシュメモリ４内の、後に説明する一つのキャ
ッシュセグメントを管理する情報を有する。ドライブテ
ーブル９と各キャッシュスロットコントロールブロック
１０は、システム初期化時に生成され、ドライブテーブ
ル９の各エントリに対応するキャッシュスロットコント
ロールブロック１０へのポインタも同時に生成される。

【００５０】キャッシュメモリ４内の記憶領域は、キャ
ッシュセグメントと呼ばれる、一定長、たとえば１６Ｋ
バイトの長さの領域に論理的に区切られている。本実施
例では、各論理的なトラックも物理的なトラックも、６
４Ｋバイトの容量を有すると仮定する。したがって、各
論理的なトラックの全データは、４つのキャッシュセグ
メントにより保持可能である。このように、一般には、
キャッシュセグメントの容量は、論理駅なトラックの容
量の整数分の１に等しくするのが望ましい。図１に示す
ように、各キャッシュセグメント１３は、一定の大きさ
の複数のキャッシュブロック２２と呼ばれる複数の領域
に区分されている。たとえば、各キャッシュブロック２
２の容量を２Ｋバイトとすると、各キャッシュセグメン
ト１３は８個のキャッシュブロック２２よりなる。一般
には、一つのキャッシュセグメント内のキャッシュブロ
ックの総数は、キャッシュセグメントの容量と一時に圧
縮されるデータの長さとの比の整数倍であることが望ま
しい。本実施例では、二つのキャッシュブロックの容量
を単位としてデータを圧縮するので、一つのキャッシュ
セグメント内のキャッシュブロックの総数は、偶数個で
あることが望ましい。キャッシュメモリ４内の全てのキ
ャッシュセグメント１３の状態を管理するのが、キャッ
シュセグメントコントロールブロック１１である。ＳＧ
ＣＢエントリの数は、キャッシュメモリ４内のキャッシ
ュセグメント１３の総数に等しい。例えば、キャッシュ
メモリ４が１６Ｍバイトの大きさを有する場合、キャッ
シュセグメント１３の総数は１０２４であり、したがっ
て、１０２４個のエントリを持つキャッシュセグメント
コントロールブロック１１を用いる。各キャッシュセグ
メントは、いずれか一つのＳＧＣＢエントリに対応させ
ることができる。後に説明するように、同一の論理的な
ディスクドライブ上の同一の論理的なトラックに属する
データを保持する複数のキャッシュセグメント１３に対
応する複数のＳＧＣＢエントリは、互いにポインタでリ
ンクされる。これは、同一の論理的なトラックへのデー
タの連続書き込み時に、そのデータを書き込むべき複数
のキャッシュセグメントを高速にアクセスするためであ
る。

【００５１】システム初期化時には、実装されているキ
ャッシュメモリ４の容量に対応する数のエントリを有す
るように、キャッシュセグメントコントロールブロック
１１のエントリ数が決められる。さらに、これらのエン
トリは全て未使用キューポインタ１２に連結され、未使
用キューを構成する。これらのエントリは、相互にポイ
ンタでリンクされる。未使用キューポインタ１２は、こ
れらのリンクされた複数の未使用エントリの先頭のエン
トリおよび末尾のエントリをそれぞれ指す先頭ポインタ
１２Ａ、末尾ポインタ１２Ｂを有する。各ＳＧＣＢエン
トリには、キャッシュメモリ４内の一つのキャッシュセ
グメントをポイントするために、その対応するキャッシ
ュセグメントの先頭アドレスが書き込まれる。こうして
決められた各ＳＧＣＢエントリと一つのキャッシュセグ
メントとの連結はその後も変わらない。キャッシュスロ
ットコントロールブロック１０の各エントリにはヌル値
（無効値）が設定される。これは、キャッシュメモリ４
のいずれのキャッシュセグメントにも有効なデータが無
いことを表している。

【００５２】図３に示すように、一つのＳＧＣＢエント
リ１４は、対応するキャッシュセグメントの先頭アドレ
ス１５と、そのキャッシュセグメントのトラック内の位
置１６、そのキャッシュセグメントに書き込まれたデー
タのダーティー／クリーンに関するビットマップ１７、
同じ論理的なトラックに属するデータを保持する他のキ
ャッシュセグメントに対応して設けられた他のＳＧＣＢ
エントリにこのＳＧＣＢエントリを連結するための前方
ポインタ１８と後方ポインタ１９およびブロック内利用
サイズリスト３２を持っている。

【００５３】図１において、２０は、一つの論理的なデ
ィスクドライブ内の一つの論理的なトラック内の記憶領
域を示す。本実施例では、キャッシュメモリに書き込ま
れるデータに付されるアドレスは、この論理的なトラッ
ク内の記憶領域のアドレスであり、ＯＳが指定した論理
的なディスクアドレスにより指定される。このアドレス
は、本実施例ではその論理的なトラックに対応する物理
的なトラック内の対応する記憶領域のアドレスを表す。
論理的なトラック２０は複数の一定の容量の領域Ｓ１，
Ｓ２，Ｓ３，，，に区分される。これらの領域をトラッ
クセグメントと呼ぶ。図１内の縦の２重線は、トラック
セグメントＳ１，Ｓ２，Ｓ３，，，の境界を示す。本実
施例ではトラックセグメントの容量が、キャッシュセグ
メントの容量（ここでは１６Ｋバイト）に等しくなるよ
うに選ばれる。すでに述べたように、本実施例では一つ
の論理的なトラックおよび物理的なトラックは、キャッ
シュセグメントの４倍の容量を有すると仮定されてい
る。したがって、論理的なトラック２０は、４つのトラ
ックセグメントＳ１，Ｓ２，Ｓ３，，，に区分可能であ
る。複数のトラックセグメントは、トラックの先頭位置
より順に番号が付けられる。上記トラック内の位置１６
は、ＳＧＣＢエントリ１４に対応するキャッシュセグメ
ントに保持されたデータが属するトラックセグメントの
番号を表す。本実施例では、連続する二つのトラックセ
グメントに属するデータが、一つのキャッシュセグメン
トに保持可能である。トラック内位置１６は、対応する
キャッシュセグメントに保持可能な二つのトラックセグ
メントの番号の内の若い方の番号で表わされる。

【００５４】各トラックセグメントは、一定の容量の複
数の部分領域２１Ａ，２１Ｂ，，，２１Ｈにさらに区分
される。本実施例では、各部分領域の容量は、キャッシ
ュブロックの２倍になるように選ばれる。したがって、
本実施例では各トラックセグメントは４個の部分領域に
区分可能である。これらの部分領域をトラックブロック
あるいはブロックと呼ぶ。あるいはそれぞれのトラック
ブロック、例えば２１Ａに属するトラック内アドレスを
有する一群のデータをデータブロックあるいはデータブ
ロック２１Ａあるいは単にブロック等と呼ぶこともあ
る。図１において、縦の実線はトラックブロックの境界
を示す。

【００５５】縦の点線は、トラックブロックの半分の領
域の境界を示す。これらのトラックブロックの半分の領
域の容量は、そこに属するキャッシュブロックの容量に
等しくなる。本実施例では、一つのキャッシュセグメン
トは、二つのトラックセグメントに含まれる８個のトラ
ックブロックに属するデータを圧縮した後のデータを保
持可能である。ビットマップ１７は、エントリ１４に対
応するキャッシュセグメント内の８個のキャッシュブロ
ックに対応する８ビットを有するビットマップである。
各ビットは、対応するキャッシュブロックに保持される
データに関するダーティー／クリーン情報、すなわちそ
のキャッシュブロック内のデータがホスト１により更新
されたか否かに関する情報を表す。

【００５６】図４に示すように、ブロック内利用サイズ
リスト３２の各エントリは、そのリストが含まれたＳＧ
ＣＢエントリ１４が対応する一つのキャッシュセグメン
ト内の一つのキャッシュブロックに対応する。各エント
リ内のフィールド３４には、対応するキャッシュブロッ
クに記憶された有効なデータの長さを表す利用バイト数
かもしくは、後述するあふれデータを格納したキャッシ
ュセグメントを管理する他のＳＧＣＢエントリへのポイ
ンタを格納する。両者の区別は、タグフィールド３３の
値により行う。

【００５７】図１には、論理的なトラック２０に記憶さ
れる複数のレコードＬ１，Ｌ２，Ｌ３，，，の記憶領域
の例が示されている。それぞれの記憶領域は、それぞれ
のレコードが圧縮されないでその論理的なトラックに記
憶されたときのそれぞれのレコードの記憶領域を示す。
レコードＬ１は、第１のトラックセグメントＳ１の先頭
から第２のトラックセグメントＳ２の途中までに位置
し、レコード２は、トラックセグメントＳ２の途中に位
置し、レコードＬ３は、トラックセグメントＳ２の途中
から後続のトラックセグメントＳ３に位置する。

【００５８】ホスト１から供給されたレコードＬ１をキ
ャッシュメモリ４に新たに書き込む場合、圧縮後のレコ
ードＬ１を保持するための複数対のキャッシュセグメン
トを確保する。各キャッシュセグメント対の内の一方
は、圧縮されたレコードの内の、所定の容量以下の部分
を保持するのに使用され、以下では主キャッシュセグメ
ントと呼ぶ。他方は、各セグメント対の他方は、圧縮さ
れたレコードの内、主キャッシュセグメントに格納でき
なかったデータ（あふれデータ）を格納するのに使用さ
れ、以下では従キャッシュセグメントと呼ぶ。図１で
は、１３Ａ、１３Ｂがそれぞれ主キャッシュセグメン
ト、従キャッシュセグメントの例である。確保するセグ
メント対の数は、書き込むレコードの長さとそのレコー
ドが圧縮されないでトラックに書き込まれるとしたとき
のトラック内位置に依存する。レコードＬ１は、先頭の
レコードであり、トラックセグメントＳ１、Ｓ２内に位
置する。したがって、このレコードに対しては一対のキ
ャッシュセグメント、例えば１３Ａ、１３Ｂを確保すれ
ばよい。

【００５９】各対のキャッシュセグメントの確保は以下
のようにして行われる。キャッシュメモリ４内に未使用
の二つのキャッシュセグメントがあるときには、それぞ
れの未使用のキャッシュセグメントを使用する。すなわ
ち、未使用キューポインタ１２に基づいて、キャッシュ
セグメントコントロールブロック１１内の、未使用の二
つのエントリを取り出し、これらのエントリによりポイ
ントされた二つのキャッシュセグメントが圧縮された後
のレコードＬ１の書き込みに使用される。キャッシュメ
モリ４内には未使用の一つのキャッシュセグメントしか
ないときあるいは未使用のキャッシュセグメントが一つ
もないとき、後述するキャッシュセグメントの置換によ
り、すでに使用中の一つまたは二つのキャッシュセグメ
ントをレコードＬ１の書き込み用に確保する。すなわ
ち、置換により一つの使用中のキャッシュセグメントを
ポイントするＳＧＣＢエントリを、レコードＬ１を書き
込むためのキャッシュセグメントを管理するエントリと
して使用する。

【００６０】以上の方法により、レコードＬ１を書き込
むための二つのキャッシュセグメントを管理する二つの
ＳＧＣＢエントリが確保される。以下では主キャッシュ
セグメント、従キャッシュセグメントをそれぞれポイン
トするＳＧＣＢエントリを主ＳＧＣＢエントリ、従ＳＧ
ＣＢエントリと呼ぶ。レコードＬ１を書き込もうとして
いる論理的なドライブの番号に対応するキャッシュスロ
ットコントロールブロック１０内の、その論理的なドラ
イブ内のレコードＬ１を書き込もうとしている論理的な
トラックに対応するエントリに、上記確保された主ＳＧ
ＣＢエントリのアドレスが書き込まれる。

【００６１】主ＳＧＣＢエントリと従ＳＧＣＢエントリ
には以下の情報が書き込まれる。主ＳＧＣＢエントリ内
のキャッシュセグメントの先頭アドレス１５には、対応
する主キャッシュセグメント１３Ａのアドレスが格納さ
れ、トラック内の位置１６には、主キャッシュセグメン
ト１３に格納されるべきデータが属するトラックセグメ
ントＳ１、Ｓ２の番号１，２の内の若い方の番号１が格
納される。ビットマップ１７内の全ビットの内、レコー
ドＬ１が属する全てのトラックブロックに対応するビッ
トが全てダーティを表す値１にセットされる。後に説明
するように、今の例では、レコードＬ１はキャッシュブ
ロック２２Ａから２２Ｆに書き込まれる。ブロック内利
用サイズリスト３２の全エントリのタグフィールド３３
には、初期値としてあふれデータの存在を示す値１が書
き込まれ、それぞれのエントリのフィールド３４には、
初期値として従ＳＧＣＢエントリのアドレスが格納され
る。前方ポインタ１８と後方ポインタ１９は今の場合無
効な値を有するままである。

【００６２】従ＳＧＣＢエントリ内のキャッシュセグメ
ントの先頭アドレス１５には、対応する従キャッシュセ
グメント１３Ｂのアドレスが格納され、トラック内の位
置１６には、主キャッシュセグメント１３Ｂに格納され
るべきデータが属するトラックセグメントＳ１、Ｓ２の
番号１，２の内の若い方の番号１が格納される。ビット
マップ１７内の全ビットが全てクリーンを表す値０にセ
ットされる。ブロック内利用サイズリスト３２内の各エ
ントリのタグフィールドには初期値としてあふれデータ
がないことを示す値０が書き込まれ、フィールド３４に
は、利用バイト数が０であることを示す情報が書き込ま
れる。前方ポインタ１８と後方ポインタ１９は無効な値
を有するままである。こうして、レコードＬ１を書き込
むためのキャッシュセグメントを確保をする処理が終了
する。

【００６３】確保された一対のキャッシュセグメント１
３Ａ、１３Ｂには以下のようにして圧縮後のレコードＬ
１が書き込まれる。圧縮／伸張回路３０は、圧縮すべき
レコードＬ１を各トラックブロックを境界にして圧縮す
る。つまり、そのレコード、例えばＬ１をそれぞれ同一
のトラックブロックに属するデータブロック２１Ａから
２１Ｆに分割し、それぞれのデータブロックを圧縮す
る。各データブロックは基本的には４Ｋバイトを有す
る。但し、最後のデータブロック２１Ｆは４Ｋバイトよ
り小さいが、そのデータブロックをそのまま圧縮する。
圧縮後のデータブロックの容量は、圧縮アルゴリズムと
圧縮されるデータブロックの内容に依存するが、概して
元データの半分以下の容量に圧縮可能である。すなわ
ち、圧縮率を、圧縮後のデータの容量と圧縮前のデータ
の容量との比でもって定義すると、多くの場合、圧縮率
を５０％以下にすることができる。したがって、大部分
の圧縮前のデータブロックに対しては、圧縮後のデータ
は２Ｋバイト以下となり、一つのキャッシュブロック中
に格納できる。このような圧縮後のデータブロックは、
主キャッシュセグメント内の、圧縮前のデータブロック
に対応するキャッシュブロックに格納される。

【００６４】一般に圧縮率は５０％以下にできるが、ま
れなケースとして、圧縮前のデータブロックによって
は、圧縮率が５０％以上となり圧縮後のデータブロック
を一つのキャッシュブロックに格納しきれないことも生
じる。この場合は、圧縮後のデータブロックの先頭の２
Ｋバイトの部分（以下、この部分をキャッシュブロック
長部分と呼ぶことがある）を主キャッシュセグメント内
の、圧縮前のデータブロックに対応するキャッシュブロ
ックに格納する。圧縮後のデータブロックの内の２Ｋバ
イトを超える部分（以下、この部分をあふれデータ部分
と呼ぶことがある）を従キャッシュセグメント１３Ｂ内
の、圧縮前のデータブロックに対応するキャッシュブロ
ックに格納される。当該キャッシュブロックの空き領域
は後続のデータの格納には使用しない。

【００６５】図１の場合、レコードＬ１の最初のデータ
ブロック２１Ａに対する圧縮後のデータは２Ｋバイト以
下であると仮定している。この圧縮後のデータブロック
は、主キャッシュセグメント１３Ａの先頭のキャッシュ
ブロック２２Ａに書き込まれる。このとき、このキャッ
シュブロックの余った領域は後続の圧縮されたデータの
格納には使用されない。従キャッシュブロック１３Ｂの
先頭のキャッシュブロック２４Ａには何も書き込まれな
い。レコードＬ１の第２のデータブロック２１Ｂに対す
る圧縮後のデータは２Ｋバイトより大きいと仮定してい
る。この圧縮後のデータブロック２１Ｂ内のキャッシュ
ブロック長部分は、主キャッシュセグメント１３Ａの第
２のキャッシュブロック２２Ｂに書き込まれ、この圧縮
後のデータブロック内のあふれデータ部分は、従キャッ
シュセグメント１３Ｂの第２のキャッシュブロック２４
Ｂに書き込まれる。

【００６６】このように、あふれデータ部分を、キャッ
シュブロック長部分が書き込まれたキャッシュブロック
に対応するキャッシュブロック２４Ｂに格納することに
より、あふれデータ部分が記憶された、キャッシュセグ
メント１３Ｂ内のキャッシュブロックの番号をキャッシ
ュセグメントコントロールブロック１１に記憶しなくて
済む。したがって、キャッシュセグメントコントロール
ブロック１１に必要なメモリ量を削減することができ、
かつあふれデータ部分の格納、読み出し操作が簡単とな
り、キャッシュメモリ４へのアクセスのオーバヘッドを
減らせる。レコードＬ１の後続のデータブロック２１Ｃ
から２１Ｆも同様にして順次圧縮され、主キャッシュセ
グメント１３Ａのキャッシュブロック２２Ｃから２２Ｆ
および必要に応じて従キャッシュセグメント１３Ｂ内の
キャッシュブロック２４Ｃから２４Ｆに書き込まれる。

【００６７】以上の書き込み動作の間に、主キャッシュ
セグメント１３Ａ、従キャッシュセグメント１３Ｂに対
応する主ＳＧＣＢエントリおよび従ＳＧＣＢエントリが
次のように更新される。まず、レコードＬ１に含まれる
いずれかのデータブロックに対する圧縮後のデータがキ
ャッシュブロック長を超えていないときには、主ＳＧＣ
Ｂエントリのブロック内利用サイズリスト３２内の、上
記データブロックに対応するエントリが更新される。す
なわち、そのエントリのタグフィールド３３にあふれデ
ータがないことを示す値０が書き込まれ、フィールド３
４にその圧縮後のデータブロックの容量が書き込まれ
る。レコードＬ１に含まれるいずれかのデータブロック
に対する圧縮後のデータがキャッシュブロック長を超え
ているときには、主ＳＧＣＢエントリのブロック内利用
サイズリスト３２内の、上記データブロックに対応する
エントリには、そのエントリのフィールド３４に、従Ｓ
ＧＣＢエントリの先頭アドレスが書き込まれる。従ＳＧ
ＣＢエントリのブロック内利用サイズリスト３２内の、
上記データブロックに対応するエントリのフィールド３
４には、その圧縮後のデータの内のあふれデータの容量
が書き込まれる。従ＳＧＣＢエントリのビットマップ１
７内の、上記データブロックに対応するビットが、ダー
ティを示す値１に更新される。

【００６８】以上により、レコードＬ１のキャッシュメ
モリ４への書き込みが終了する。もし、レコード１をキ
ャッシュメモリ４に格納した結果、従キャッシュメモリ
１３Ｂが使用されなかったときには、キャッシュセグメ
ントコントロールブロック１１内に既に確保された従Ｓ
ＧＣＢエントリも未使用エントリとして扱われ、そのキ
ャッシュセグメント１３Ｂは、未使用キャッシュセグメ
ントとして扱われる。レコードＬ１が後続のトラックセ
グメントＳ３等にも属すべきデータを含むとき、以上と
同様にして、一対または複数対のキャッシュセグメント
がキャッシュメモリ４内に確保される。それらに対応す
る一対または複数対のＳＧＣＢエントリを、キャッシュ
セグメントコントロールブロック１１内に確保し、レコ
ードＬ１の内、上記トラックセグメントＳ３以降に属す
べきデータに対して、既に述べた動作がこれらのＳＧＣ
Ｂエントリおよびこれらのキャッシュセグメントに対し
て繰り返される。

【００６９】その後ホスト１よりレコードＬ１の後続の
レコードＬ２の書き込みを要求するコマンドがディスク
アレイシステム８に対して発行された場合、このレコー
ドＬ２は、以下のようにしてキャッシュメモリ４内に書
き込まれる。本実施例では、レコードＬ２は、トラック
セグメントＳ２のトラックブロック２１Ｆから２１Ｈに
属するデータであることが容易に判別可能である。この
判別の方法は、後に説明するＲＥＡＤコマンドによるレ
コードＬ２の読み出しの場合と同じである。したがっ
て、圧縮後のレコードＬ２は、レコードＬ１が書き込ま
れた主キャッシュセグメント１３Ａ内のキャッシュブロ
ック２２Ｆから２２ＨにレコードＬ１の場合と同様にし
て書き込まれる。今の例では、レコードＬ２に対して新
たなキャッシュセグメント対を確保する必要はない。

【００７０】なお、キャッシュセグメント２２Ｆにはト
ラックブロック２１Ｆに属するレコードＬ１のデータブ
ロックがすでに圧縮されて記憶されている。したがっ
て、このデータブロックを圧縮する前に、キャッシュブ
ロック２２Ｆに記憶されたデータが読み出され、圧縮／
伸張回路３０により伸張される。伸張後のデータと、ト
ラックブロック２１Ｆに属するレコードＬ２のデータと
の組が、圧縮／伸張回路３０により圧縮され、圧縮後の
データがキャッシュブロック２２Ｆに書き込まれる。こ
のレコードＬ２の先頭の部分データも、レコード２のた
めの制御データを含むのはレコードＬ１の場合と同じで
ある。なお、レコード１の書き込みの結果、従キャッシ
ュセグメント１３Ｂが解放済みであるときには、レコー
ドＬ２の書き込み前に、キャッシュセグメントコントロ
ールブロック１１内に従ＳＧＣＢエントリが再度確保さ
れ、従キャッシュセグメントも確保される。レコードＬ
２のデータを圧縮した結果あふれデータが発生したとき
には、レコードＬ１の場合と同様にして、あふれデータ
がこの従キャッシュセグメント内のキャッシュブロック
に書き込まれる。

【００７１】さらに後続のレコードＬ３をキャッシュメ
モリ４に書き込むときには、レコードＬ３のデータの
内、トラックセグメントＳ２に属する先頭のデータブロ
ックが圧縮されてキャッシュブロック２２Ｈに書き込ま
れる。このときの書き込みは、レコードＬ２の先頭のデ
ータブロックの書き込みと同様である。レコードＬ３の
データの内、トラックセグメントＳ３に属する後続のデ
ータの書き込みのときには、新たなキャッシュセグメン
ト対が確保され、以上と同様にして書き込まれる。

【００７２】新たにキャッシュセグメント対が確保する
ときには、キャッシュセグメントコントロールブロック
１１内に新たに一対の主ＳＧＣＢエントリと従ＳＧＣＢ
エントリが確保されるのはレコードＬ１の場合と同じで
ある。同じトラックに書き込むべきデータに対して複数
対の主ＳＧＣＢエントリと従ＳＧＣＢエントリが確保さ
れた場合には、それぞれの対の主ＳＧＣＢエントリ内の
前方ポインタ１８と後方ポインタ１９にそれらの主ＳＧ
ＣＢエントリを連結するためのアドレスが書き込まれ
る。こうして、同じトラックに書き込まれるべきデータ
が複数の主キャッシュセグメントに書き込まれた場合、
それらに対応する複数の主ＳＧＣＢエントリがポインタ
により連結される。同様に、それらの主ＳＧＣＢエント
リに対応する複数の従ＳＧＣＢエントリがキャッシュセ
グメントコントロールブロック１１内に存在するときに
は、それらの従ＳＧＣＢエントリもポインタにより連結
される。

【００７３】すでにキャッシュメモリ４に書き込まれた
レコードを読み出すＲＥＡＤコマンドをホスト１が発行
し、キャッシュメモリ４がこのコマンドに対してヒット
した場合には、以下のようにして、キャッシュメモリ４
がアクセスされる。

【００７４】読み出すべきレコードが記憶されるべき論
理的なドライブと論理的なトラックに対応する、キャッ
シュセグメントコントロールブロック１１内の連結され
た主ＳＧＣＢエントリの先頭の主ＳＧＣＢエントリが、
ディレクトリ３０内のドライブテーブル９，キャッシュ
スロットコントロールブロック１０を用いて読み出され
る。この先頭の主ＳＧＣＢエントリ内のキャッシュセグ
メント先頭アドレス１５は、その論理的なトラックに属
すべき、先頭のトラックセグメントＳ１に属するデータ
を保持する主キャッシュセグメントを指定する。したが
って、上記ＲＥＡＤコマンドが指定するレコードが、先
頭のレコードＬ１であるとき、この主キャッシュセグメ
ントの先頭のキャッシュブロックが読み出され、圧縮／
伸張回路３０により伸張される。ホストインタフェース
コントローラ２９は、その伸張されたキャッシュブロッ
クに含まれた、レコードＬ１の制御データ中のレコード
長を切り出す。

【００７５】本実施例では、ホストインタフェースコン
トローラ２９は、このレコード長により、読み出すべき
キャッシュブロックを容易に判断できる。すなわち、主
キャッシュセグメント、例えば１３Ａ内の各キャッシュ
ブロックは、一つのトラックブロックに対応している。
したがって、トラック内アドレスが０からレコード長に
等しい値までのアドレス範囲を有する複数のトラックブ
ロックに属する複数のデータブロックを保持する複数の
キャッシュブロックをこの主キャッシュセグメント１３
Ａから読み出せばよい。レコードＬ１の場合には、これ
らのトラックブロックは２１Ａから２１Ｆまでである。
したがって、キャッシュブロック２２Ａから２２Ｆまで
読み出せばよいことが容易に判別できる。したがって、
この主キャッシュセグメント１３Ａ内のキャッシュブロ
ックの内、上記キャッシュブロックだけが順次読み出さ
れる。

【００７６】この際、主キャッシュセグメント１３Ａ内
のいずれかのキャッシュブロック、例えば２２Ａに記憶
されたデータが２Ｋバイトより小さいときには、そのキ
ャッシュブロックから読み出すべきデータの長さは、そ
のキャッシュセグメントに対応する主ＳＧＣＢエントリ
内のリスト３２に保持された利用バイト数３４により判
別可能である。また、そのキャッシュセグメント１３Ａ
内のいずれかのキャッシュブロック、例えば２２Ｂに記
憶されたデータに対してあふれデータがあるか否かは、
同じリスト３２内のタブフィールド３３により判別可能
である。もしあふれデータがあるときには、そのキャッ
シュブロック２２Ｂに続いて、対応する従キャッシュセ
グメント１３Ｂ内の対応するキャッシュブロック２４Ｂ
が読み出される。

【００７７】こうして、主キャッシュセグメント１３Ａ
および従キャッシュセグメント１３Ｂから読み出された
複数のキャッシュブロックのデータが順次圧縮／伸張回
路３０により伸張され、伸張後のデータがホスト１に転
送される。この伸張動作時には、主キャッシュセグメン
ト１３Ａ内のあるキャッシュブロック、例えば２２Ｂ内
のデータに対しあふれデータを保持したキャッシュブロ
ック２４Ｂが従キャッシュセグメント１３Ｂにあるとき
には、これらの二つのキャッシュブロックのデータは連
結して伸張される。

【００７８】なお、読み出すべき最後のキャッシュブロ
ック２２Ｆ内のデータを伸張した結果得られるデータブ
ロックには、レコード１、２に属するデータが含まれて
いる。レコードＬ１に属するデータ部分の長さは、先頭
のキャッシュブロック２４Ｂからすでに読み出されたレ
コード長と、キャッシュブロック２２Ａから２２Ｆから
すでに読み出され伸張されたデータの長さとの差に等し
い。後者の長さはキャッシュブロック２２Ａから２２Ｆ
の数と４Ｋバイトとの積により計算できる。以上から明
らかなように、同じキャッシュセグメント１３Ａ内の他
のキャッシュブロック２２Ｇ、２２Ｈは読み出す必要が
ない。本実施例では、先頭のレコードを読み出すときで
も、必要なデータをキャッシュメモリ４から読み出し、
伸張することができ、ＲＥＡＤコマンドが要求しない不
必要なデータの読み出しを減らすことができる。

【００７９】レコードＬ２を読み出す場合には、上と同
様にしてまずレコードＬ１の制御データが読み出され、
この制御データに基づいて、レコードＬ１の末尾のアド
レスがレコードＬ１の長さにより決定される。レコード
Ｌ１の末尾のアドレスに基づいて、レコードＬ２の先頭
のアドレスが決定される。今の場合には、このアドレス
は、トラックブロック２１Ｆに属することが分かる。し
たがって、レコードＬ２の先頭のデータブロックが、キ
ャッシュブロック２２Ｆから読み出され、圧縮／伸張回
路３０により伸張される。

【００８０】ここで、読み出すべきキャッシュブロック
の判別は、以下のようにして行われる。読み出すべきデ
ータが属するトラックブロック２１Ｆが属するトラック
セグメントＳ１の番号により、このレコードが属する論
理的なトラックに対する連結された主ＳＧＣＢエントリ
列をアクセスし、このセグメントの番号をトラック内位
置１６内に有する一つの主ＳＧＣＢエントリを見つけ
る。この主ＳＧＣＢエントリ内のキャッシュセグメント
先頭アドレス１５によりポイントされるキャッシュセグ
メント、例えば１３ＡがトラックセグメントＳ１に属す
るデータを保持する。したがって、トラックブロック２
１Ｆは、トラックセグメントＳ１内の６番目であるの
で、キャッシュセグメント１３Ａ内の６番目のキャッシ
ュブロック２２Ｆがアクセスすべきキャッシュブロック
であると判断される。

【００８１】こうして読み出されたレコードＬ２の先頭
の伸張後のデータの内、レコードＬ２に属するデータが
切り出される。切り出されたデータに含まれた制御デー
タ内の、レコードＬ２の長さが切り出され、その長さに
基づいて、レコードＬ２の末尾のアドレスが決定され
る。こうして決定されたレコードＬ１の先頭アドレスと
末尾アドレスから、レコードＬ２がトラックブロック２
１Ｆから２１Ｈに属することが判別される。従って、キ
ャッシュブロック２２Ｇ、２２Ｈも読み出される。以上
において、キャッシュブロック２２Ｆに対応するあふれ
データがキャッシュブロック２４Ｆにあるときには、キ
ャッシュブロック２４Ｆのデータが読み出され、これら
のキャッシュブロックのデータの組が伸張され、伸張後
のデータに基づいて、レコードＬ２の先頭のデータブロ
ックが切り出される。

【００８２】このように、レコードＬ２を読み出す場合
に、レコードＬ１の制御データが含まれるキャッシュブ
ロック２１Ａを読み出すことにより、レコードＬ２の先
頭のデータブロックが記憶されているキャッシュブロッ
クの判別（頭出し）を容易に行うことができる。先行す
るレコードＬ１を全て読み出し、伸張する必要はない。
また、レコードＬ２の先頭のデータブロックを読み出す
ことにより、レコードＬ２の末尾に位置するデータブロ
ックが記憶されているキャッシュブロックの判別も容易
に行うことができる。

【００８３】すでにキャッシュメモリ４に書き込まれた
レコードを書き換えるデータをホスト１が供給した場合
には、以下のようにして、キャッシュメモリ４に書き込
み済みのレコードが更新される。本実施例では、既に書
き込まれたレコードを書き換える場合には、そのレコー
ドの長さは変わらないものとする。書き換え対象のレコ
ードがレコードＬ１の時には、すでに述べた方法によ
り、レコードＬ１が記憶されている主キャッシュセグメ
ント１３Ａと、その中のキャッシュブロック２２Ａから
２２Ｆとが検出される。したがって、レコードＬ１の新
たなデータは、レコードＬ１の最初の書き込みの場合と
同様に圧縮されて、これらのキャッシュブロックに書き
込まれる。

【００８４】もし元のレコードＬ１に対して従キャッシ
ュセグメント１３Ｂが存在し、圧縮後の新たなレコード
Ｌ１に対してあふれデータが発生すれば、すでにあるそ
の従キャッシュセグメント１３Ｂがこのあふれデータの
格納に使用される。もし元のレコードＬ１に対して従キ
ャッシュセグメント１３Ｂが存在しなくて、圧縮後の新
たなレコードＬ１に対してあふれデータが発生すれば、
新たなレコードＬ１のあふれデータに対して新たな従キ
ャッシュセグメントが確保される。逆に、もし元のレコ
ードＬ１に対して従キャッシュセグメント１３Ｂが存在
し、圧縮後の新たなレコードＬ１に対してあふれデータ
が発生しなければ、すでにあるその従キャッシュセグメ
ント１３Ｂが不使用状態にされる。

【００８５】キャッシュメモリ４には未使用のキャッシ
ュセグメントがないときに、新しいデータをキャッシュ
メモリ４に記憶する必要が生じた場合、ホストインタフ
ェースコントローラ２９は、その中のキャッシュ制御プ
ログラムに従って、キャッシュデータの置換を実行す
る。キャッシュメモリ４内のデータの置換は、トラック
単位で行われる。すなわち、置換アルゴリズムにより追
い出しのために選択されるのは、ある論理的なトラック
であり、実際にはそのトラックのデータを保持している
複数のキャッシュセグメントが追い出される。同様に、
トラック中の任意のレコードを読み出した場合、そのト
ラックの全ての内容がキャッシュ上に置かれる。置換す
べき論理的なトラックの選択は、予め定められたキャッ
シュ置換アルゴリズムに従って行われる。最も古くから
存在するエントリを選択するというＬＲＵ置換アルゴリ
ズムがその一例である。この置換アルゴリズムに従って
論理的なトラックを選択するには、各論理的なトラック
に対して、その論理的なトラックが最近に使用されてか
らの経過時間等をキャッシュディレクトリ３０内に記憶
する必要がある。図３においては、この情報は、簡単化
のために示されていない。

【００８６】この選択された論理的なトラックに属する
全ての主ＳＧＣＢエントリと従エントリが選択される。
選択されたＳＧＣＢエントリが未使用にするために、未
使用キューポインター１２に接続する。こうして複数の
未使用のＳＧＣＢエントリを確保する。このようにして
確保された複数の未使用のＳＧＣＢエントリとそれらに
対応する複数のキャッシュセグメントが新たな論理的な
トラックに属するデータの記憶に使用される。その記憶
の方法はすでにレコードＬ１の書き込みに関して説明し
たとおりである。

【００８７】上で確保されたいずれかの主ＳＧＣＢエン
トリに対応する主キャッシュセグメント内のいずれかの
キャッシュブロックの内容が変更されていることを、そ
の主ＳＧＣＢエントリ内のダーティ／クリーンビットマ
ップ１７が示すとき、その主キャッシュセグメント内の
全キャッシュブロック内のデータは、圧縮／伸張回路３
０により伸張され、適当なディスクドライブ６に書き戻
される。なお、上記選択された論理的なトラックに属す
る主キャッシュセグメントと従キャッシュセグメント内
のデータの書き戻し先の物理的なディスクアドレスは、
その論理的なトラックの番号により決められる。

【００８８】本実施例では、ディスクドライブ６にはデ
ータは圧縮されずに記憶されるので、各ディスクドライ
ブ６上のデータは、そのまま従来の方法によりアクセス
できる。すなわち、ディスクドライブ６へのデータの読
み書き時には、本実施例におけるキャッシュメモリ内の
データの読み書きのときに必要となる、そのデータが属
する論理的なトラック内のセグメントの番号あるいはそ
のデータが属するデータブロックの番号の識別というよ
うな処理を必要としない。また、万一圧縮／伸張回路３
０が誤動作により使用できなくなったときでも、ディス
クドライブ６上のデータはそのまま使用可能である。ま
た、キャッシュメモリ４が誤動作により使用できなくな
ったときでも、ディスクドライブ上のデータを直接アク
セスするいう方法を採用することができる。このときに
は、圧縮／伸張回路３０は使用しない。なお、キャッシ
ュメモリ４の容量は限定されているが、それに比べてデ
ィスクドライブの容量は大きい。したがって、ディスク
ドライブにはデータは圧縮しないで記憶しても容量の問
題はそれほど大きくはない。

【００８９】本実施例でのキャッシュメモリのヒット／
ミスヒットは以下のようにして実行される。キャッシュ
メモリ４がミスヒットするのは、ホスト１があるトラッ
クに対してあるレコードを最初に書き込むことを要求し
たときと、ホスト１が既に書き込まれたレコード内のデ
ータを読み出しあるいは書き込みのためにアクセスする
ことを要求したが、そのデータを含むトラックのデータ
がキャッシュメモリ４に存在しないときである。いずれ
の場合にも、ホストが要求したレコードが格納されてい
るトラックに対応するＳＧＣＢエントリを読み出す。そ
のＳＧＣＢエントリが、有効なキャッシュセグメントを
ポイントしていれば、目的のレコードのデータがキャッ
シュメモリ４に保持されていることになり、キャッシュ
メモリ４はヒットしたと判断することができる。しか
し、そのＳＧＣＢエントリが、有効なキャッシュセグメ
ントをポイントしていなければ、キャッシュメモリ４は
ミスヒットしたと判断される。この場合には、目的のレ
コードをいずれかのディスクドライブ６から読み出し、
キャッシュメモリ４に格納する。その格納に当たり、必
要ならば前述の置換動作が起動される。

【００９０】なお、以上のようにしてレコードＬ１，Ｌ
２，Ｌ３がキャッシュメモリ４に書き込まれた後に、中
間のレコードＬ２が削除されることがあると、キャッシ
ュセグメント１３Ａ、１３Ｂ内に空き領域が生じる可能
性がある。しかし、本実施例で使用するＯＳは、レコー
ドＬ２を削除するときには、その後続のレコードＬ３等
も削除するようになっている。したがって、このような
空き領域は生じない。すなわち、削除されたレコードＬ
２、Ｌ３のために使用されたキャッシュセグメント１３
Ａ内のキャッシュブロックは後に新たにレコードＬ２を
記憶するのに使用され、レコードＬ３のために先に確保
された新たなキャッシュセグメントは、新たなレコード
Ｌ２あるいはＬ３のためにあるいは他のトラックに属す
るレコードのために使用可能である。

【００９１】本実施例では、あふれ部分を格納する従キ
ャッシュセグメントの構造、容量及びその管理方式は、
固定長データ部分を格納する主キャッシュセグメントと
同じ物を用いる。このため本実施例は、キャッシュブロ
ックのあふれる割合、すなわち圧縮率に依存せずに使用
可能である。一つのセグメントの全てのキャッシュブロ
ックにあふれが生じたとしても、キャッシュメモリの利
用効率は、非圧縮データを格納した場合と同じになるだ
けで、キャッシュメモリの利用効率の低下しない。即
ち、本実施例は、２倍以下の範囲で実効的なキャッシュ
メモリの容量を増やす方式を提供していると言える。あ
ふれが生じない場合、圧縮操作を行うことでキャッシュ
メモリに格納できるデータ量は、圧縮を行わない場合の
データ量の２倍となる。また、あふれがある場合には、
あふれデータ部分を格納している従キャッシュセグメン
トを検索するコストが加算されるだけである。このコス
トは小さく、このようなケースは非常にまれである。

【００９２】＜発明の実施例２＞圧縮されたデータは図
８に示すような方式によっても格納できる。ここでは、
データブロックを圧縮して得られたデータが２Ｋバイト
を超えている場合、この圧縮後のデータをキャッシュセ
グメント１３Ａ内のキャッシュブロックに順次格納す
る。例えば、レコードＬ１をキャッシュメモリに記憶す
るときに、データブロック２１Ａの圧縮データは２Ｋバ
イトを超えていないのでキャッシュブロック２２Ａに格
納される。しかし、データブロック２１Ｂの圧縮データ
は２Ｋバイトを超えているので、圧縮後のデータブロッ
ク２１Ｂのキャッシュセグメント長部分とあふれデータ
部分がそれぞれキャッシュブロック２２Ｂ、２２Ｃに格
納される。レコード１に属するデータブロック２１Ｃか
ら２１Ｆの圧縮データがいずれも２Ｋバイト以下と仮定
すると、これらのデータブロック２１Ｃから２１Ｆに対
する圧縮後のデータが順次キャッシュブロック２２Ｄか
ら２２Ｇに格納される。

【００９３】次のレコードＬ２を記憶するときには、デ
ータブロック２１Ｆ、２１Ｇ、２１Ｈの圧縮後のデータ
がいずれも２Ｋバイト以下であると仮定すると、これら
のデータはキャッシュブロック２２Ｇ、２２Ｈ、２４Ｈ
に記憶される。データブロック２１Ｈは、キャッシュセ
グメント１３Ｂの先頭のキャッシュブロック２４Ａに記
憶される。この場合、キャッシュブロック１３Ａに対応
するＳＧＣＢエントリのブロック内利用サイズリスト３
２の最後のエントリに、新たに持ってきたキャッシュセ
グメント１３Ｂを管理する、キャッシュセグメントコン
トロールブロック１１のエントリの先頭を示すポインタ
を格納し、すぐにこのキャッシュセグメント１３Ｂを検
索できるようにする。

【００９４】この実施例では、レコードＬ２の頭出しを
行うには、レコード１の制御データを読み出し、そこに
含まれたレコード長により、レコードＬ２の先頭のアド
レスを判別した後、そのアドレスを有するデータブロッ
クが書き込まれたキャッシュブロックを検出するのは実
施例１と同じである。但し、本実施例では、レコード１
の圧縮データにあふれデータ部分があるか否かを、キャ
ッシュセグメント１３Ａ内の各キャッシュブロックにつ
いて順次判定する必要がある。この判定は、このキャッ
シュブロックに対応する主ＳＧＣＢエントリ内のブロッ
ク内利用サイズリスト３２により行う。したがって、本
実施例では実施例１よりもこのリスト３２のチェックと
いう余分な処理が必要であるが、レコードＬの圧縮デー
タを全て伸長する必要はないことは実施例１と同様であ
る。逆に、本実施例では、あふれデータ部分もキャッシ
ュブロック長部分に続けて記憶するので、キャッシュブ
ロックの空きが少ないという利点がある。ただし、本実
施例では、実施例１と異なり、いずれかのレコード例え
ばＬ２が更新され、圧縮後のレコードＬ２の容量が変更
されたときには、元の圧縮されたレコードＬ２の記憶領
域には新たな圧縮後のレコードＬ２を記憶することがで
きないという欠点を有する。したがって、本実施例はこ
のようにレコードの更新がない固定されたデータが記憶
されるディスク記憶システムに適している。

【００９５】＜変形例＞本発明は以上の実施例に限定さ
れるのではなく、以下に例示する複数の変形例を含むい
ろいろの変形例によっても実現可能である。

【００９６】（１）本発明は、ディスクアレイシステム
に限定されず、一つのディスクドライブを有するディス
ク記憶システムを含む任意のディスク記憶システムに適
用可能である。また、ホストが想定する論理的なディス
ク記憶システムの構造と同じ構造を有し、したがって、
論理的なディスク記憶システムをエミュレートしない
で、ホストが発行したコマンドをそのまま実行するディ
スク記憶システムにも適用できる。この場合には、ホス
トが発行するコマンドが指定するディスクアドレスは、
物理的なディスクアドレスに等しい。本発明は、このよ
うな場合にも、ホストが発行するコマンドが指定するデ
ィスクアドレスは、論理的なディスクアドレスと考え
る。

【００９７】（２）本発明は、ディスクドライブにデー
タを圧縮して記憶する場合にも適用できる。この場合に
は、キャッシュメモリに記憶された圧縮されたデータを
そのままディスクドライブに記憶するのが処理の簡単さ
の点で望ましい。しかし、キャッシュメモリに記憶され
た圧縮されたデータを一度伸長して、ディスクドライブ
に適した他の圧縮アルゴリズムにより圧縮してディスク
ドライブに記憶してもよい。

【００９８】（３）トラックセグメントの容量とキャッ
シュセグメントの容量の比率あるいはトラックブロック
の容量とキャッシュブロックの容量の比率は実施例１の
それらとは異なるものでもよい。また、実施例１で使用
した圧縮の単位であるデータブロックに代えて、他の大
きさのブロックを使用してもよい。とくに、圧縮の単位
となるデータブロックの長さをキャッシュブロックの容
量の２倍とは異なる大きさにしてもよい。

【００９９】（４）実施例１においては、キャッシュセ
グメントと、キャッシュブロックの容量を１６Ｋバイト
と２Ｋバイトとしているが、これらの容量、キャッシュ
ブロックの容量およびキャッシュセグメント中のキャッ
シュブロックの数などの最適な値は、キャッシュメモリ
の容量、内部バスの転送速度、ホストがディスク記憶シ
ステムへアクセスする容量などにより変化する。本発明
は、キャッシュセグメントやキャッシュブロックの容量
やキャッシュセグメント中のキャッシュブロックの数に
依存せず適用可能である。

【０１００】（５）図４に示したブロック内利用リスト
３２のフィールド３４において、従キャッシュセグメン
ト１３Ｂに対応する従ＳＧＣＢエントリへのポインタと
合わせて、従キャッシュセグメント１３Ｂ内でのあふれ
データ部分を格納する位置も示すようにすれば、メモリ
量および操作は複雑となるが、従キャッシュセグメント
１３Ｂ内の任意の位置にあふれデータ部分を格納するこ
とができる。この場合、主キャッシュセグメント１３Ａ
を管理する主ＳＧＣＢエントリに含まれたブロック内利
用サイズリスト内の、あふれたキャッシュブロックに対
応するブロック内利用容量フィールド３４は、上記従Ｓ
ＧＣＢエントリの先頭を示すポインタとなる。

【０１０１】（６）図４に示したブロック内利用リスト
３２は、図７に示すような構造でも実現できる。すなわ
ち、リスト３２は、あふれデータを格納した従キャッシ
ュセグメントがあるときには、その従キャッシュセグメ
ントを管理する従ＳＧＣＢエントリへのポインタ３６
と、対応するキャッシュセグメント内の８個のキャッシ
ュブロック内での利用バイト数を表す８個のフィールド
３７とから構成される。

【０１０２】（７）実施例１においては、キャッシュメ
モリにレコードを書き込むためにキャッシュセグメント
を新たに確保するときには、主キャッシュセグメントと
従キャッシュセグメントの対を確保し、その後もし従キ
ャッシュセグメントが不要と判明したときにその従キャ
ッシュセグメントを不使用状態にした。しかし、このよ
うな方法に代えて次の方法も可能である。すなわち、キ
ャッシュメモリにレコードを書き込むためにキャッシュ
セグメントを新たに確保するときには、主キャッシュセ
グメントのみをまず確保し、レコードの圧縮データを書
き込む過程であふれデータが発生したときに、従キャッ
シュセグメントを確保する。

【０１０３】（８）実施例１を論理的ドライブ毎や論理
的トラック毎に圧縮／非圧縮の指定をするようにも変更
できる。すなわち、ドライブテーブル９とＳＧＣＢのエ
ントリに、圧縮有効／無効の制御情報を格納し、これに
基づいてホスト１からキャッシュメモリ４にデータを転
送する時点、又はキャッシュメモリ４からデータを読み
出してホスト１へデータを転送する時点で、圧縮／伸張
を行うか否かを上記制御情報により切り替える処理を行
う。この際、キャッシュメモリ管理方式やキャッシュヒ
ット／ミス判定の部分は、この圧縮／伸長を行うか否か
とは関係がなく同じ手順で実行される。

【０１０４】この変形例はディスクアレイシステム８へ
格納するデータが、ホスト１で圧縮された画像等のデー
タと、通常の圧縮可能なデータが混在する場合などに有
効である。すなわち、非圧縮指定した論理的ドライブに
は、ホストで圧縮された画像等のデータをそのまま格納
し、圧縮指定した論理的ドライブには通常のデータを圧
縮して格納する。

【０１０５】なお、非圧縮指定された論理的ドライブあ
るいは論理的トラックにデータを圧縮しないで書き込む
ように実施例１を変更することは簡単である。すなわ
ち、基本的には実施例１で行った処理に含まれる圧縮／
伸長処理およびそれに伴って行われた処理を実行しなけ
ればよい。そのデータに対してはブロック内利用サイズ
リスト３２のフィールド３２は使用されないことにな
る。

【０１０６】（９）キャッシュメモリ上に、利用者が指
定したディスクドライブ中の特定の内容を常駐させる、
パーマネントキャッシュという技術が知られている。こ
こでは、利用者が指定した内容がキャッシュ上に常駐す
るため、見かけ上キャッシュメモリの容量が減少したよ
うに見える。これに対し、本発明により、キャッシュメ
モリ上に常駐するデータを圧縮することにより、見かけ
上のキャッシュメモリの容量の減少分を約半分に抑える
事ができる。さらに、キャッシュメモリに非常駐なデー
タに対しては圧縮をしない運用、すなわち、キャッシュ
メモリの一部は圧縮を行い、他の部分は圧縮を行わない
運用を行っても、本発明によりキャッシュメモリ管理コ
スト増加分を非常に低く抑えられ、実効的なキャッシュ
メモリ増加によるレスポンスタイム向上を十分に享受で
きる。

【０１０７】（１０）実施例１で使用した装置構成はい
ろいろ変更可能である。例えば、キャッシュメモリ４に
対する読み書きを制御するコントロール回路を実現する
回路部分の構造はいろいろの変形が可能である。例え
ば、キャッシュディレクトリ３０の構造を他のものにし
てもよい。また、キャッシュメモリのヒットチェック
を、キャッシュディレクトリを記憶した専用のメモリと
そのメモリをアクセスしてヒットチェックする回路によ
り実行させてもよい。

【０１０８】

【発明の効果】以上から明らかなように、本発明によれ
ば、メモリに記憶された複数の圧縮されたデータの任意
の一つの頭出しを簡単に行うことができる。

【０１０９】とくに、ディスクドライブに記憶される複
数の可変長のレコードを圧縮してキャッシュメモリに記
憶する場合に本発明を適用すると、同じトラックに属す
る複数のレコードの任意の一つをキャッシュメモリから
読み出すことが容易になる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施例により記憶されるデータの論理
的なディスクアドレスとキャッシュメモリ内記憶位置と
の関係を示す。

【図２】本発明に係るディスク記憶システムに使用され
るキャッシュディレクトリの一例を示す。

【図３】図２のキャッシュディレクトリに含まれたキャ
ッシュセグメントコントロールブロックの各エントリの
構造を示す。

【図４】図３のエントリ内に含まれたブロック内利用サ
イズリストの一例を示す。

【図５】本発明に係る圧縮データの記憶方法の上記実施
例を示すディスクアレイシステムの概略構成を示す。

【図６】図５の装置に使用されるホストインタフェース
の概略構成を示す。

【図７】ブロック内利用サイズリストの他の構成例を示
す。

【図８】本発明の他の実施例により記憶されるデータの
論理的なディスクアドレスとキャッシュメモリ内記憶位
置との関係を示す。

【符号の説明】

１…ホストコンピュータ、６…ディスクドライブ、８…
ディスクアレイシステム、１３…キャッシュセグメン
ト、１３Ａ…主キャッシュセグメント、１３Ｂ…従キャ
ッシュセグメント、２０…論理的トラック内の記憶領
域、２１Ａ〜２１Ｉ…トラックブロック、２２Ａ〜２２
Ｈ、２４Ａ〜２４Ｈ…キャッシュブロック、Ｓ１〜Ｓ３
…トラックセグメント、Ｌ１〜Ｌ３…レコード。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】少なくとも一つのディスクドライブと、上記ディスクドライブのためのキャッシュメモリと、上記キャッシュメモリに対するデータの読み書きを制御
するコントロール回路とを有し、上記コントロール回路は、上記ディスクドライブに記憶されるべき、上位装置から
供給された書き込みデータを、上記上位装置が指定する
論理的なディスクアドレスに基づいて、複数のデータブ
ロックに区分して圧縮し、上記圧縮後の複数のデータブロックを上記キャッシュメ
モリ内の一群のキャッシュブロックに、各キャッシュブ
ロックが一つのデータブロックに属するデータを記憶
し、異なるデータブロックに属するデータを記憶しない
ように記憶し、上記区分された複数のデータブロックの一つを上記キャ
ッシュメモリから読み出すときに、上記一群のキャッシ
ュブロック内の、上記読み出すべき一つのデータブロッ
クに対する一つの圧縮後のデータブロックを記憶した少
なくとも一つのキャッシュブロックを判別し、その少なくとも一つのキャッシュブロックに記憶された
データを読み出し、上記読み出されたデータを伸長し、ここで、上記上位装置が指定する上記論理的なディスク
アドレスで指定される論理的なトラックは、互いに同じ
容量を有する複数のトラックブロックに区分され、上記複数のデータブロックの各々が上記複数のトラック
ブロックの一つに属する論理的なディスクアドレスを有
するデータのみからなるように、上記複数のデータブロ
ックが定められ、上記一群のキャッシュブロックは、それぞれ第１の容量
を有し、上記複数のトラックブロックの各々の上記容量は、上記
第１の容量より大きな第２の容量となるように予め定め
られているディスク記憶システム。
【請求項２】上記コントロール回路は、上記複数の圧縮後のデータブロックを上記一群のキャッ
シュブロックに記憶するときには、いずれかの圧縮後の
データブロックの容量が、上記第１の容量より大きくな
いときには、その圧縮後のデータブロックを、上記キャ
ッシュメモリ内の上記第１の容量を有する一つのキャッ
シュブロックに記憶し、いずれかの圧縮後のデータブロックの容量が、上記第１
の容量より大きいときには、その第１の容量によりその
圧縮後のデータブロックを複数の分割データブロックに
分割し、上記複数の分割データブロックを上記キャッシ
ュメモリ内のそれぞれ上記第１の容量を有する複数のキ
ャッシュブロックに記憶請求項１記載のディスク記憶シ
ステム。
【請求項３】上記第２の容量は上記第１の容量の２倍で
ある請求項１記載のディスク記憶システム。
【請求項４】上記論理的なトラックは、互いに同じサイ
ズを有し、それぞれ同じ複数のトラックブロックを含む
複数のトラックセグメントに区分され、上記キャッシュメモリは、複数のキャッシュセグメント
からなり、各キャッシュセグメントは、連続したメモリアドレスを
有し、それぞれ一つのトラックセグメントに含まれるト
ラックブロックの上記数と同数のキャッシュブロックか
らなり、上記コントロール回路は、上記圧縮後の複数のデータブロックを上記一群のキャッ
シュブロックに記憶するときに、上記書き込みデータを
構成する圧縮前の複数のデータブロックの少なくとも一
つの論理的なディスクアドレスが属するトラックセグメ
ントに対応して、第１のキャッシュセグメントを選択
し、上記少なくとも一つの圧縮前のデータブロックに対する
圧縮後のデータブロックが上記第１の容量より大きくな
いときには、第１のキャッシュセグメント内の、上記一
つの圧縮前のデータブロックが属するトラックブロック
に対応する第１のキャッシュブロックにその圧縮後のデ
ータブロックを記憶し、上記少なくとも一つの圧縮前のデータブロックに対する
圧縮後のデータブロックが上記第１の容量より大きいと
きには、その圧縮後のデータブロックを複数の分割デー
タブロックに分割し、上記複数の分割データブロックの
内の先頭の分割データブロックを上記第１のキャッシュ
ブロックに記憶し、第２のキャッシュセグメントを選択し、上記第２のキャッシュセグメント内の、上記圧縮前のデ
ータブロックが属する上記トラックブロックに対応する
第２のキャッシュブロックに、上記複数の分割データブ
ロックの内の他の少なくとも一つの分割データブロック
を記憶し、上記複数のデータブロックの一つを読み出すときには、
そのデータブロックの論理的なディスクアドレスが属す
る、トラックセグメントとそのトラックセグメント内の
トラックブロックとに基づいて、上記第１、第２のキャ
ッシュブロック内のデータを読み出す請求項１記載のデ
ィスク記憶システム。
【請求項５】上記コントロール回路は、上記書き込みデータを上記キャッシュメモリに記憶した
後に、上記書き込みデータに含まれた上記レコードの後
続のレコードを上記キャッシュメモリに記憶するとき
に、その後続のレコードの先頭に位置するデータブロッ
クが、上記書き込みデータの末尾に位置するデータブロ
ックが属するトラックブロックに属する場合、上記トラ
ックブロックの論理的なディスクアドレスに基づいて、
圧縮後の上記末尾に位置するデータブロックを上記一群
のキャッシュブロックの少なくとも一つから読み出し、読み出された圧縮後の上記末尾に位置するデータブロッ
クを伸長し、伸長後の上記末尾に位置するデータブロックと、上記先
頭に位置するデータブロックとの組みデータを圧縮し、上記組みデータを上記一つのキャッシュブロックに書き
込む請求項１記載のディスク記憶システム。
【請求項６】上記コントロール回路は、上記圧縮後の複数のデータブロックが上記キャッシュメ
モリ内の一群のキャッシュブロックに記憶されたとき
に、上記一群のキャッシュブロックの各々を、そこに記
憶された圧縮後のデータブロックに属する少なくとも一
部のデータの論理的なディスクアドレスに基づいて検索
するための情報を、上記キャッシュメモリに対する検索
情報の一部として記憶し、上記読み出すべき一つのデータブロックに対する上記一
つの圧縮後のデータブロックを記憶した上記少なくとも
一つのキャッシュブロックの上記判別を、上記記憶され
た検索情報と、上記読み出すべき少なくとも一つのデー
タブロックの上記論理的なディスクアドレスとに基づい
て行う請求項１記載のディスク記憶システム。
【請求項７】上記第２の容量は上記第１の容量の２倍で
ある請求項６記載のディスク記憶システム。
【請求項８】上記コントロール回路は、上記複数の圧縮後のデータブロックを上記一群のキャッ
シュブロックに記憶するときには、いずれかの圧縮後の
データブロックが、上記第１の容量より大きくないとき
には、その圧縮後のデータブロックを、上記キャッシュ
メモリ内の上記第１の容量を有する一つのキャッシュブ
ロックに記憶し、いずれかの圧縮後のデータブロックが、上記第１の容量
より大きいときには、その第１の容量によりその圧縮後
のデータブロックを複数の分割データブロックに分割
し、上記複数の分割データブロックを上記キャッシュメ
モリ内のそれぞれ上記第１の容量を有する複数のキャッ
シュブロックに記憶し、上記検索情報として、上記第１の容量より大きい上記圧
縮後のデータブロックに対する上記分割データブロック
が記憶された上記複数のキャッシュブロックを検索する
ための情報を記憶し、上記読み出すべき一つのデータブロックに対する上記一
つの圧縮後のデータブロックを記憶した上記少なくとも
一つのキャッシュブロックを判別するときには、上記一
つの圧縮されたデータブロックが上記第１の容量より大
きい場合、上記一つの圧縮されたデータブロックに対す
る複数の分割データブロックが記憶されている複数のキ
ャッシュブロックを上記検索情報に基づいて判別する請
求項６記載のディスク記憶システム。
【請求項９】上記上位装置が指定した上記論理的なディ
スクアドレスにより指定される論理的なトラックは、互
いに同じサイズを有し、それぞれ同じ複数のトラックブ
ロックを含む複数のトラックセグメントに区分され、上記キャッシュメモリは、複数のキャッシュセグメント
からなり、各キャッシュセグメントは、連続したメモリアドレスを
有し、それぞれ一つのトラックセグメントに含まれるト
ラックブロックの上記数と同数のキャッシュブロックか
らなり、上記コントロール回路は、上記圧縮後の複数のデータブロックを上記キャッシュメ
モリ内の上記一群のキャッシュブロックに記憶するとき
に、上記書き込みデータを構成する圧縮前の複数のデー
タブロックの少なくとも一つの論理的なディスクアドレ
スが属するトラックセグメントに対応して、第１のキャ
ッシュセグメントを選択し、上記少なくとも一つの圧縮前のデータブロックに対する
圧縮後のデータブロックが上記第１の容量より大きくな
いときには、第１のキャッシュセグメント内の、上記一
つの圧縮前のデータブロックが属するトラックブロック
に対応する第１のキャッシュブロックにその圧縮後のデ
ータブロックを記憶し、上記少なくとも一つの圧縮前のデータブロックに対する
圧縮後のデータブロックが上記第１の容量より大きいと
きには、その圧縮後のデータブロックを複数の分割デー
タブロックに分割し、上記複数の分割データブロックの
内の先頭の分割データブロックを上記第１のキャッシュ
ブロックに記憶し、第２のキャッシュセグメントを選択し、上記第２のキャッシュセグメント内の、上記圧縮前のデ
ータブロックが属する上記トラックブロックに対応する
第２のキャッシュブロックに、上記複数の分割データブ
ロックの内の他の少なくとも一つの分割データブロック
を記憶し、上記複数のデータブロックの一つを読み出すときには、
そのデータブロックの論理的なディスクアドレスが属す
るトラックセグメントと、そのトラックセグメント内の
トラックブロックとに基づいて、上記第１、第２のキャ
ッシュブロック内のデータを読み出す請求項６記載のデ
ィスク記憶システム。
【請求項１０】上記コントロール回路は、上記第１のキ
ャッシュセグメントに対応する上記トラックセグメント
を上記第１のキャッシュセグメントに関連付ける情報を
上記検索情報の一部として記憶する請求項９記載のディ
スク記憶システム。
【請求項１１】上記関連付ける情報は、上記第１のキャ
ッシュセグメントに対応して記憶された、上記第１のキ
ャッシュセグメントに対応する上記トラックセグメント
の番号である請求項１０記載のディスク記憶システム。
【請求項１２】上記コントロール回路は、上記第１のキ
ャッシュセグメントに対応して、上記第２のキャッシュ
セグメントを上記第１のキャッシュセグメントに関連付
ける情報を上記検索情報の一部として記憶する請求項９
記載のディスク記憶システム。
【請求項１３】上記コントロール回路は、上記書き込みデータを上記キャッシュメモリに記憶した
後に、上記書き込みデータに含まれた上記レコードの後
続のレコードを上記キャッシュメモリに記憶するとき
に、その後続のレコードの先頭に位置するデータブロッ
クが、上記書き込みデータの末尾に位置するデータブロ
ックが属するトラックブロックに属する場合、上記トラ
ックブロックの論理的なディスクアドレスに基づいて、
圧縮後の上記末尾に位置するデータブロックを上記一群
のキャッシュブロックの少なくとも一つから読み出し、読み出された圧縮後の上記末尾に位置するデータブロッ
クを伸長し、伸長後の上記末尾に位置するデータブロッ
クと、上記先頭に位置するデータブロックとの組みデー
タを圧縮し、上記組みデータを上記一つのキャッシュブロックに書き
込む請求項６記載のディスク記憶システム。
【請求項１４】ディスクドライブと、上記ディスクドライブ用のキャッシュメモリと、上記ディスクドライブから上記キャッシュメモリに転送
すべき第１のデータを圧縮し、圧縮された後の上記第１
のデータを上記キャッシュメモリに書き込み、上記キャ
ッシュメモリから上記ディスクドライブに転送すべき第
２のデータを伸長し、伸長後の上記第２のデータを上記
ディスクドライブに書き込むコントロール回路とを有す
るディスク記憶システム。
【請求項１５】ディスクドライブと、データの記録単位がブロックである、前記ディスクドラ
イブ用のキャッシュメモリと、前記キャッシュメモリへ格納されるデータを２ブロック
単位で圧縮する圧縮手段と、上記圧縮手段による圧縮により得られた圧縮後のデータ
が、１ブロックサイズ以下である場合には、前記キャッ
シュメモリ上の一つのブロックに当該圧縮後のデータを
格納し、当該ブロックの残りの部分をデータ格納禁止部
とし、上記圧縮後のデータが１ブロックサイズより大き
い場合には、前記キャッシュメモリ上の一つのブロック
に当該圧縮されたデータの内、１ブロックサイズ分を格
納し、あふれたデータを当該ブロックとは別のブロック
に格納する格納手段とを有するディスク記憶システム。
【請求項１６】ディスクドライブと、データの記録単位が固定長である前記ディスク用のキャ
ッシュメモリと、前記キャッシュメモリへ格納されるべきデータを２記録
単位毎に圧縮する圧縮手段とを有するディスク記憶シス
テム。