JPH11288387A - ディスクキャッシュ装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】ＲＡＩＤ型のディスクアレイ装置を対象とした
ディスクキャッシュ機能の最適化を図る装置を提供す
る。 【構成】キャッシュメモリ４８の管理に使用する空きス
ペース管理テーブル６４を備えること及びリード要求に
対しキャッシュメモリ４８がミスヒットしたときのディ
スク装置３０からのステージングを、キャッシュメモリ
４８を使用したことによる効果が最大に発揮できるよう
にして、ＲＡＩＤ０，１，３，５て動作するディスクア
レイを対象としたキャッシュ処理を効率的に行なう。Ｒ
ＡＩＤ５の動作でもディスクリードを必要とせずにパリ
ティを計算できるＲＡＩＤ３的なアクセスを可能とする
ようにキャッシャブロック上に有効データを準備する。

Description

【発明の詳細な説明】

【産業上の利用分野】本発明は、ディスクアレイを用い
た磁気ディスクサブシステムに対してホストコンピュー
タからの指示によりリードとライトを行うキャッシュメ
モリを備えたディスクキャッシュ装置に関に関する。近
年、コンピュータ本体の性能の向上に伴い、コンピュー
タ本体のデータ格納媒体である磁気ディスク装置を用い
た入出力サブシステムの性能向上も望まれている。この
ため磁気ディスク装置よりもビットコストは高いが、高
速アクセスが可能な半導体メモリをキャッシュメモリと
して用いたディスクキャッシュ装置が登場した。すなわ
ち、磁気ディスクサブシステムの一部のデータをキャッ
シュメモリ上に置き、キャッシュメモリをリードまたは
ライトすることでアクセスを高速化するという手法であ
る。更に近年、ディスクアレイ装置を構成する複数の磁
気ディスクを組合せ、ＲＡＩＤとして知られた動作形態
をとるものが普及しだしている。これらＲＡＩＤ型ディ
スクアレイ装置に対してもディスクキャッシュ装置を適
用し、最適化を図ることが望まれている。

【従来技術】近年にあっては、計算機システムの外部記
憶装置として、記録の不揮発性、大容量性、データ転送
の高速性等の特長を持つ磁気ディスク装置、光ディスク
装置等のディスク装置が広く用いられている。ディスク
装置に対する要求は、高速データ転送、信頼性重視、大
容量性、低価格である。これらの要求を満たすものとし
て、ディスクアレイ装置が注目されてきている。ディス
クアレイ装置とは、小型ディスク装置を数台から数十台
並べ、複数のディスク装置に分散してデータを記録し
て、並列的にアクセスする装置である。ディスクアレイ
装置で並列的に複数のディスク装置にデータ転送を行え
ば、一台のディスク装置の場合と比べて、ディスクの台
数倍の高速データ転送が可能になる。また、データに加
えて、パリティデータなどの冗長な情報を付け加えて記
録しておくことで、ディスク装置の故障等を原因とする
データエラーの検出と訂正が可能となり、ディスク装置
の内容を二重化して記録する方法と同程度の信頼性重視
を、二重化より低価格で実現することができる。従来、
カルフォルニア大学バークレイ校のデビット・Ａ・パタ
ーソン（DavidA. Patterson) らは、高速に大量のデー
タを多くのディスクにアクセスし、ディスク故障時にお
けるデータの冗長性を実現するディスクアレイ装置につ
いて、レベル１からレベル５までに分類付けを行って評
価した論文を発表している（ACMSIGMOD Conferance, Ch
icago, Illinois, June 1-3, 1988 P109-P116)。この
デビット・Ａ・パターソンらが提案したディスクアレイ
装置を分類するレベル１〜５は、ＲＡＩＤ（Redundant
Arrays of Inexpensive Disks ）１〜５と略称される。
ＲＡＩＤ１〜５を簡単に説明すると次のようになる。Ｒ
ＡＩＤ０は、データの冗長性をもたないディスクアレイ
装置であり、デビット・Ａ・パターソンらの分類には含
まれていないが、これを仮にＲＡＩＤ０と呼ぶ。ＲＡＩ
Ｄ１は、２台のディスク装置を１組として同一データを
書込むミラーディスク装置であり、ディスク装置の利用
効率が低いが冗長性をもっており、簡単な制御で実現で
きるため、広く普及している。ＲＡＩＤ２は、データを
ビットやバイト単位でストライピング（分割）し、それ
ぞれのディスク装置に並列に読み書きを行う。ストライ
ピングしたデータは全てのディスク装置で物理的に同じ
セクタに記録する。データ用ディスク装置の他にハミン
グコードを記録するためのディスク装置を持ち、ハミン
グコードから故障したディスク装置を特定して、データ
を復元する。しかし、実用化されていてない。ＲＡＩＤ
３は、データをビット又はバイト単位にストライピング
してパリティを計算し、ディスク装置に対しデータおよ
びパリティを並列的に書込む。ＲＡＩＤ３は、大量のデ
ータを連続して扱う場合には有効であるが、少量のデー
タをランダムにアクセスするトランザクション処理のよ
うな場合には、データ転送の高速性が生かせず、効率が
低下する。ＲＡＩＤ４は、１つのデータをセクタ単位に
ストライピングして同じディスク装置に書込む。パリテ
ィは固定的に決めたディスク装置に格納している。デー
タ書込みは、書込み前のデータとパリティを読み出して
から新パリティを計算して書き込むため、１度の書込み
について、合計４回のアクセスが必要になる。また書込
みの際に必ずパリティ用のディスク装置へのアクセスが
起きるため、複数のディスク装置の書込みを同時に実行
できない。このようにＲＡＩＤ４の定義は行われている
が、メリットが少ないため現在のところ実用化の動きは
少ない。ＲＡＩＤ５は、パリティ用のディスク装置を固
定しないことで、並列的なリード、ライトを可能にして
いる。即ち、セクタごとにパリティの置かれるディスク
装置が異なっている。パリティディスクが重複しなけれ
ば異なるディスク装置にセクタデータを並列的に書込む
ことができる。このようにＲＡＩＤ５は非同期に複数の
ディスク装置にアクセスしてリード又はライトを実行で
きるため、少量データをランダムにアクセスするトラン
ザクション処理に向いている。

【発明が解決しようとする課題】このようなＲＡＩＤ型
で分類されるディスクアレイ装置は、システムの運用形
態に応じてＲＡＩＤの動作形態が選択されているが、最
近は、１つのディスクアレイ装置で、ＲＡＩＤ０，１，
３および５に動作モードを異なるディスク装置に割当て
てホストコンピュータが論理デバイスとして選択指定で
きるようにしたものが出されている。しかしながら、こ
のようなＲＡＩＤ型のディスクアレイ装置においても、
ディスクキャッシュ装置を使用することで処理性能をよ
り一層向上させることができるが、ＲＡＩＤの動作形態
に適合したディスクキャッシュの機能を最適化する必要
がある。従って、本発明の目的は、ＲＡＩＤ型で動作形
態が分類されたディスクアレイ装置を対象にディスクキ
ッシュ機能の最適化を図ったディスクキャッシュ装置を
提供することを目的とする。

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。図１はディスクアレイ装置のＲＡＩＤ形態に
適合した本発明のディスクキャッシュ装置の原理説明図
である。このディスクキャッシュ装置は、複数のディス
ク装置３０を設けたディスクアレイ手段２８を備える。
ディスクキャッシュ機構としては、ディスクアレイ手段
２８に格納されたデータの一部を記憶して上位装置１０
からのアクセス要求に対しデータを読み書きするキャッ
シュ記憶手段４８を持ち、キャッシュ管理手段５０のハ
ッシュテーブル手段６０およびＬＲＵテーブル手段６２
に基づいてキャッシュ記憶手段４８の記憶状態を管理す
る。またリードキャッシュ制御手段４６−１とライトキ
ャッシュ制御手段４６−２が設けられる。リードキャッ
シュ制御手段４６−１は、上位装置１０からリード要求
を受けた際に、キャッシュ管理手段５０のハッシュテー
ブル手段６０を参照し、要求データが存在する場合は、
キャッシュ記憶手段４８から読出して上位装置１０に転
送する。要求データが存在しない場合は、ディスクアレ
イ手段２８からステージングした後に上位装置１０に転
送する。ライトキャッシュ制御手段４６−２は、上位装
置１０からライト要求を受けた際に、キャッシュ管理手
段５０のハッシュテーブル手段６０に書込を示す情報を
登録すると共に、キャッシュ記憶手段４８にデータを書
込み、書込み済みのキャッシュブロックをＬＲＵテーブ
ル手段６２の先頭にリンクする。またライトバック制御
手段４５が設けられ、予め定めたライトバック条件が成
立した際に、キャッシュ記憶手段４８からディスクアレ
イ手段２８への記憶が済んでいないデータを抽出して書
戻す。更にディスクアレイ制御手段５２が設けられ、リ
ードキャッシュ制御手段４６−１およびライトキャッシ
ュ制御手段４６−２によるディスクアレイ手段２８のア
クセス時に、予め設定されたディスクアレイのＲＡＩＤ
動作モードに従って１又は複数のディスク装置３０のア
クセスを制御する。 I) ＲＡＩＤ動作モード ディスクアレイ手段２８は、並列的に配置された入出力
ポートの各々にディスク装置３０を接続して１ランクを
構成し、この１ランク構成のディスク装置群を複数ラン
ク設けている。ディスクアレイ制御手段５２は、ＲＡＩ
Ｄ０，ＲＡＩＤ１、ＲＡＩＤ３又はＲＡＩＤ５に対応し
た第１〜第４動作モードを設定する。ＲＡＩＤ０に対応
した第１動作モードの設定時は、特定のランクの中のデ
ィスク装置３０を上位装置１０で扱う論理デバイスに１
対１に割当て、個々のディスク装置３０に読み書きを行
う。ＲＡＩＤ１に対応した第２動作モードの設定時は、
特定のランクの中の２台のディスク装置３０を１組とし
て上位装置１０で扱う論理デバイスに１対１に割当て、
２つのディスク装置３０に同一データを書込むと共にい
ずれか一方のディスク装置３０からデータを読出すミラ
ーディスクとする。ＲＡＩＤ３に対応した第３動作モー
ドの設定時は、特定のランクを構成するｎ台のディスク
装置３０をデータ用とパリティ用とに固定的に割当て、
上位装置１０からの書込要求時に、書込データをビット
単位又はバイト単位に（ｎ−１）分割すると共に分割単
位ごとにパリティデータを計算し、（ｎ−１）分割した
データおよびパリティデータをｎ台のディスク装置３０
に並列的に書込む。ＲＡＩＤ５に対応した第４動作モー
ドの設定時は、特定のランクを構成するｎ台のディスク
装置３０を１組としてアクセスごとにパリティ位置が変
化するように割当て、上位装置１０からの書込要求時
に、書込データを少なくともセクタ単位に分割すると共
に、書込データの書込先ディスク装置３０およびパリテ
ィ用ディクス装置から旧データおよび旧パリティデータ
を読出して新パリティを計算し、前記書込データ及び新
パリティデータを前記書込先ディスク装置３０およびパ
リティ用ディクス装置に並列的に書込む。 II) キャッシュメモリの空スペースの確保 キャッシュ管理手段５０は、キャッシュ記憶手段４８の
空き状態を管理する空スペース管理テーブル手段６４を
備える。ライトキャッシュ制御手段４６−１は上位装置
１０に基づくキャッシュ書込処理の完了報告時に空スペ
ース管理テーブル手段６４を参照し、空スペースが予め
定めた閾値以下の場合、ディスク書込済みのデータは無
効化してキャッシュ記憶手段４８から削除し、且つディ
スク書込みが済んでいないダーティデータはライトバッ
ク手段４５による処理動作を準備する。これにより常に
一定量の空スペースがキャッシュ記憶手段４８に確保さ
れ、ライト動作が迅速にできる。空スペース管理テーブ
ル手段６４には、キャッシュ記憶手段４８上の連続する
キャッシュブロックの空ブロック数をエントリ（インデ
ックス）として先頭ブロックの位置情報を格納する。 III) ステージング動作 リードキャッシュ制御手段４６−１は、上位装置１０か
らのリード要求データがキャッシュ記憶手段４８の格納
単位であるキャッシュブロック上に存在しない時、キャ
ッシュブロック上に存在する有効データの状態に応じて
ディスクアレイ手段２８から新たなデータのステージン
グを行って連続する一つのデータ領域を生成する。ステ
ージング終了後に、リード要求データに続く有効データ
をディスクアレイ手段２８からキャッシュブロック上に
プリフェッチする。このプリフェッチするデータ量は、
ＲＡＩＤ１に対応する第３動作モードの設定時は、予め
設定した量の有効データとする。ＲＡＩＤ３に対応する
第３動作モードの設定時又はＲＡＩＤ５に対応する第４
動作モードの設定時には、キャッシュブロックの最後ま
での有効データとする。ＲＡＩＤ５に対応する第４動作
モードの設定時には、リード要求データを含むパリティ
グループの最後までの有効データとしてもよい。これは
キャッシュブロックサイズとパリティグループのブロッ
クサイズが一致する場合である。ＲＡＩＤ５に対応する
第４動作モードの設定時に、リードキャッシュ制御手段
４６−１は、オプション指定によりキャッシュ記憶手段
４８にパリティデータもステージングし、この場合、ラ
イトバック手段４５は、キャッシュ記憶手段４８のパリ
ティデータを用いて新たなパリティを計算する。これに
よりライトバックの際の旧データおよび旧パリティのデ
ィスク読出を不要にできる。IV) シーケンシャルデー
タのＬＲＵ管理 リードキャッシュ制御手段４６−１は、上位装置１０か
ら大量シーケンシャルデータのリード要求に対しステー
ジングを行った場合、キャッシュ記憶手段４８のＬＲＵ
テーブル手段６２を参照して末尾から所定量のキャッシ
ュブロックとなる記憶データの一部を無効化すると共
に、大量シーケンシャルデータをＬＲＵテーブル手段６
２の先頭に登録せずに終端側に登録する。これによって
比較的短期間で大量シーケンシャルデータをキャッシュ
記憶手段から追い出すことができる。 V) ライトバック処理 ＲＡＩＤ５に相当する第４動作モードの設定時に、ライ
トバック手段４５は、キャッシュブロックの中のライト
バックの対象となった有効データをパリティグループ単
位に抽出してパリティデータを算出した後に、抽出した
有効データおよびパリティデータをディスクアレイ手段
２８の複数のディスク装置３０に並列的に書込む。即
ち、ＲＡＩＤ５であってもＲＡＩＤ３と同様に動作させ
てライトバックを効率良く行う。またライトバック手段
４５は、キャッシュブロックの中のライトバックの対象
となった有効データのパリティグループに対する不足数
が所定数以下の場合、例えば１ブロック以下の場合、不
足データを対応するディスク装置３０から読出した後に
パリティグループ分の有効データおよび計算したパリテ
ィデータをディスクアレイ手段２８の複数のディスク装
置３０に並列的に書込むことでＲＡＩＤ３的な動作を可
能とする。ライトバック手段４５は、所定のライトバッ
ク条件が成立した際に、ＬＲＵテーブル手段６２内の終
端から所定数のキャッシュブロックをライトバック対象
に指定すると共に、この範囲に含まれるキャッシュブロ
ックをデータが連続するように並び替え、ＲＡＩＤ３的
なライトバックを可能とする。 VI) キャッシュブロックサイズの自動設定 更に本発明は、装置の使用中に上位装置１０からのアク
セス要求で使用されるデータブロックサイズを統計情報
として収集し、この統計情報の平均値を次の装置立ち上
げ時のキャッシュ記憶手段４８のキャッシュブロックサ
イズとして自動設定する統計処理手段を設ける。このよ
うに構成した装置は以下のように作用する。図１のディ
スクアレイを対象としたディスクキャッシュ装置にあっ
ては、キャッシュメモリの管理に使用する空スペース管
理テーブルを備える。すなわちキャッシュメモリ上にな
いデータに対してのステージング又はライトが指示され
た場合、コントローラはキャッシュメモリ上の未使用の
空間から新たなキャッシュブロックを割当て、ディスク
装置からのステージングによるデータ、あるいはホスト
コンピュータからのライトデータを受領する。この場
合、キャッシュメモリ上に一定量の空き空間が残るよう
に空スペース管理テーブルを用いて管理される。すなわ
ち残り容量が規定値以下になるような状況が発生する
と、キャッシュメモリ上の有効データの追い出しがスケ
ジュールされる。即ち、ディスク書込が済んだデータは
ハッシュエントリで指定されるＬＲＵテーブルの登録を
抹消する無効化を行う。またディスク書込みが済んでい
ないダーティデータは、ディスクへの書き戻しがスケジ
ュールされる。これにより新たな上位装置からのリード
又はライト要求に対し常にキャッシュメモリ上に空き空
間が用意され、直ちに処理が開始できる。次に、リード
要求に対しキャッシュメモリがミスヒットとなった時の
ディスク装置からのステージングを、キャッシュメモリ
を使用したことによる効果が最大に発揮できるように行
う。これは要求されたホストブロック分のデータをディ
スク装置からキャッシュブロック上にステージングした
後に、後続するホストブロックに対応するデータをディ
スク装置からプリフェッチすることで実現される。この
ようにステージングが済んだホストブロックに引き続く
ブロックに対して先読み動作を行うことで、ホストコン
ピュータからの逐次リード要求に対してキャッシュ効果
を最大限にする処理ができる。この場合のプリフェッチ
量は、ＲＡＩＤ０，１，３，５で異なる。まずＲＡＩＤ
３は１つのホストブロックが所定バイト数単位に各ディ
スク装置に分散して格納されており、ステージングが高
速に行われること及び大容量データが要求される場合が
多いことを考慮し、ステージングされた有効ブロックを
含むキャッシュブロックの最後までのホストブロックに
対応するデータをプリフェッチする。ＲＡＩＤ５は、基
本的にはリード転送速度はディスク装置の速度以上は出
ず、、ステージング速度がＲＡＩＤ３より遅いこと、ま
た小容量データのリード処理が中心になることから、ス
テージングが済んだブロックに続く次のパリティグルー
プ（パリティ用ディスク装置を同一とするグループ）ま
でとする。ここで、キャッシュブロックサイズとパリテ
ィグループのブロックサイズが同一となるようにストラ
イピングを行えば、キャッシュブロックの最後迄がプリ
フェッチ量となり、ＲＡＩＤ３的な高速ステージングが
可能となる。更にプリフェッチ後のキャッシュブロック
上で、連続する有効ブロックに空きがあって分散してい
る場合には、この空ブロックに内部的なステージングを
実行し、キャッシュブロック上の有効データを連続ブロ
ック領域とし、データ管理を容易にする。また本発明の
ディスクキャッシュ装置は、大量シーケンシャルデータ
のステージングに対し、その追い出しを可能ながぎり早
めるようにキャッシュメモリを管理する。一般にディス
クキャッシュ装置は同一データを頻繁にリードすると効
果が出る。ホストコンピュータがキャッシュメモリ上に
存在しない大量データのリード要求を行ったとき、ディ
スク装置からデータをステージングしホストに転送す
る。このデータは一度しか参照されないにも関わらずそ
のままキャッシュメモリ上に残しておくと、キャッシュ
スペースが有効に利用されないことになる。しかし直ち
に無効化することも出来ない。そこで、ホストコンピュ
ータが一定量以上のデータ、例えばキャッシュブロック
１００分相当等を要求した時、ステージング後、本来は
ＬＲＵテーブルの先頭位置に登録すべきところを、本発
明は、ＬＲＵテーブルの終端の近傍に登録する。これに
より比較的短い時間で、大量シーケンシャルデータは擬
似的に最も使用されていない古いデータとなり、キャッ
シュ無効化により追い出すことができる。また本発明
は、オプション指定によりＲＡＩＤ５でディスクアレイ
からパリティデータを含めてキャッシュメモリにステー
ジングすることができる。このようなパリティデータを
含めたステージングにより、ライトバック処理でディス
クアレイからの旧データおよび旧パリティデータのリー
ドが不要となり、ＲＡＩＤ５のもつライトペナルティを
軽減させることができる。具体的には、パリティのステ
ージングを行わない場合、ディスク装置の２．５回転分
の時間を必要とするが、パリティをステージングしてい
た場合には、１．５回転分の時間で済む。但し、キャッ
シュメモリの容量はパリティをステージングした分だけ
減少する。さらに本発明のディスクキャッシュ装置は、
ＲＡＩＤ５の動作状態で、ライト処理後に行なうディス
クアレイに対するライトバック処理を最適化する。ＲＡ
ＩＤ５では、パリティグループを構成する全てのディス
ク装置に跨がって連続するデータがキャッシュブロック
上に存在する場合は、ＲＡＩＤ３的に連続データからパ
リティを計算し、データおよびパリティの同時転送で並
列的に書込むことができる。一方、パリティグループを
構成する一部のディスク装置のデータしかキャッシュブ
ロック上に存在しない場合は、旧パリティと旧データを
リードしてパリティを計算した後にデータとパリティを
並列的に書込む通常のリードモディファイライトを行
う。この場合、キャッシュブロック上で連続するデータ
の空きが所定値以下、例えば１ディスク装置分であった
場合には、空部分に有効データをステージングして連続
データとした後に、ＲＡＩＤ３的な同時更新のライトバ
ックを行う。更に、キャッシュメモリの空きスペースが
規定値以下となってライトバック処理がスケジュールさ
れた場合、ＬＲＵテーブルの末尾から一定範囲のキャッ
シュブロックをライトバック対象に指定する。このライ
トバック対象として指定されたキャッシュブロックに対
し、ホストブロックが連続するように並び替えを行い、
ＲＡＩＤ３的な高速のライトバック処理を可能とする。
更に本発明のディスクキャッシュ装置は、ユーザの運用
形態に応じて自動的にキャッシュブロック・サイズを設
定することができる。一般にユーザシステムにおいてユ
ーザが必ず設定を必要とるパラメータは、ホストブロッ
クサイズ（ロジカルブロックサイズ）である。キャッシ
ュブロックサイズは、ホストブロックサイズが複数集ま
ったサイズとして設定される。本発明は、最初のシステ
ム立ち上げ時は、ディフォルトのキャッシュブロックサ
イズで初期動作するが、次の立ち上げ時には、ユーザの
使用環境に応じて自動的にキャッシュブロックサイズを
変更する。即ち、ユーザ使用中にキャッシュシステムを
アクセスしたホストブロックサイズの統計を取り、平均
的なホストブロックサイズを求めている。そして次回の
電源投入に伴う立ち上げ時に、前回の運用で求めた新規
なキャッシュブロックサイズでキャッシュシステムを動
作させ、キャッシュブロック・サイズをユーザの判断を
必要とすることなく最適化する。

【発明の実施の形態】＜目次＞ １．システムのハードウェア構成 ２．本発明の全体機能 ３．キャッシュ空スペースの確保 ４．ＲＡＩＤ動作形態の制御 ５．ステージング処理の高速化 ６．大量シーケンシャルデータの追出し促進 ７．パリティデータのステージング ８．ライトバックデータの並び替えによる最適化 ９．ライトバック処理の最適化 １０．統計的処理によるキャッシュブロックサイズの自
動設定 １．システムのハードウェア構成 図２は本発明のディスクキャッシュ装置が適用される磁
気ディスク装置を用いた入出力サブシステムのハードウ
ェア構成を示す。上位装置としてのホストコンピュータ
１０には少なくとも２つのチャネル装置１４−１，１４
−２が設けられ、チャネル１４−１，１４−２に対し、
チャネルインタフェース１６を介して２台のコントロー
ラ１２−１，１２−２を接続している。この実施例で、
チャネルインタフェース１６としてはＳＣＳＩを使用し
ている。勿論、ＭＢＣインタフェース（ブロック・マル
チプレクサ・チャネルインタフェース）を使用してもよ
い。コントローラ１２−１，１２−２はディスク制御手
段としての機能を有し、キャッシュ機構を内蔵してい
る。コントローラ１２−１，１２−２のデバイス側は共
用バス１８−１，１８−２に接続される。共用バス１８
−１，１８−２はブリッジ回路部２０で結合され、コン
トローラ１２−１，１２−２間でメッセージ、コマンド
等の情報およびデータのやり取りを行うことができる。
更に共用バス１８−１，１８−２はサブコントローラ２
２−１，２２−２が接続され、コントローラ１２−１，
１２−２の処理機能を分散させて負荷の低減を図ってい
る。共用バス１８−１，１８−２にはアダプタ２４−１
〜２４−６，２６−１〜２６−６のそれぞれを介して、
ディスクアレイ２８に設けている複数のディスク装置３
０−００〜３０−３５が接続される。この実施例でディ
スクアレイ２８はコントローラ１２−１，１２−２より
並列アクセスを受ける６つのポートＰ０〜Ｐ５で並列デ
ィスク群を構成し、この並列ディスク群をランクＲ０〜
Ｒ３で示す４ランク分設けている。具体的には、ランク
Ｒ０はポートＰ０〜Ｐ５に対応した６台のディスク装置
３０−００〜３０−０５で構成され、ランクＲ１はポー
トＰ０〜Ｐ５に対応したディスク装置３０−１０〜３０
−１５で構成され、ランクＲ２はポートＰ０〜Ｐ５に対
応したディスク装置３０−２０〜３０−２５で構成さ
れ、更にランクＲ３はポートＰ０〜Ｐ５に対応したディ
スク装置３０−３０〜３０−３５で構成される。このよ
うなディスクアレイを構成するディスク装置の位置はラ
ンク番号Ｒとポート番号Ｐアドレスで定義する。例えば
磁気ディスク装置３０−００は（Ｒ０，Ｐ０）で表わす
ことができる。 ２．本発明の全体機能 図３は図２に示したディスクアレイを対象としたキャッ
シュ制御の機能を示し、図２のコントローラ１２−１側
を代表して示している。コントローラ１２−１にはキャ
ッシュ制御部４６、不揮発性キャッシュメモリを用いた
キャッシュメモリ４８、キャッシュ管理テーブル５０お
よびディスクアレイ制御部５２が設けられている。キャ
ッシュ制御部４６にはリードキャッシュ制御部４６−
１，ライトキャッシュ制御部４６−２およびライトバッ
ク制御部４５の各機能が設けられる。キャッシュ管理テ
ーブル５０はハッシュテーブル６０，ＬＲＵテーブル６
２および空スペース管理テーブル６４で構成される。デ
ィスクアレイ制御部５２には、この実施例にあってはＲ
ＡＩＤ０，ＲＡＩＤ１，ＲＡＩＤ３およびＲＡＩＤの形
態をもつ動作機能が予め設けられている。ＲＡＩＤの動
作形態の指定はホストコンピュータ１０からの指示で論
理的に行うことができる。ディスクアレイ２８は図２に
示したハードウェア構成に対応するものであり、縦方向
の並びをランクと読んでランク番号Ｒ０〜Ｒ３で示し、
横方向の並びをポートと読んでポート番号Ｐ０〜Ｐ５で
示している。図４は図３のキャッシュメモリ４８の構造
を示す。キャッシュメモリ４８はデータアクセスの最小
単位であるキャッシュブロック５４から構成されてい
る。キャッシュブロック５４のサイズは、右側に取り出
して示すようにホストコンピュータ１０がアクセスする
最小単位であるホストブロック（論理ブロック）の整数
倍となる。図４にあっては、ホストブロック５４の４倍
にキャッシュブロック５４を設定した場合を示してい
る。このキャッシュブロック５４のサイズ設定は通常、
システム側で行われ、ユーザは介在しない。図５はディ
スク装置３０のデータブロックに対するホストブロック
との関係を示している。ディスクアレイシステムにおけ
るディスク装置３０のフォーマットは固定長ブロック形
式（ＦＢＡ）を採用しており、デコード長が可変のカウ
ントキーデータ形式（ＣＫＤ）はデータのストライピン
グやパリティの生成が複雑になることから採用しない。
磁気ディスク３０の中に示す両側のインデックスで挟ま
れた各セクタを構成する固定長データブロック５８は、
通常、５１２バイトとなる。ホストブロック５６はディ
スク装置３０の固定長データブロック５８の整数倍とな
り、この例ではホストブロック５６はデータブロック５
８の４倍であることから２，０４８バイトとなる。図６
は図３のキャッシュ管理テーブル５０に設けたハッシュ
テーブル６０の構造を示す。ハッシュテーブル６０はハ
ッシュエントリ６６とハッシュエントリで指定される登
録データ６８で構成される。ハッシュエントリ６６はホ
ストコンピュータ１０からのアクセス要求で得られたデ
バイス情報をハッシュパラメータとして計算したエント
リ値（ハッシュアドレス）で指定され、指定されたハッ
シュエントリにキャッシュメモリ上に存在するキャッシ
ュブロックＣＢの登録状態が登録データ６８として図示
のように登録されている。このハッシュテーブル６０は
ホストコンピュータから要求のあったホストブロックが
キャッシュメモリ上に存在しているかどうかの判定、即
ちヒット／ミスヒット判定に主に使用される。図７は図
３のキャッシュ管理テーブル５０に設けたＬＲＵテーブ
ル６２を示している。ＬＲＵテーブル６２はキャッシュ
メモリ４８上に格納されたキャッシュブロックをアクセ
ス順にリンクしている。例えば新たなキャッシュブロッ
クの書込みが行われると、ＬＲＵテーブル６２の先頭に
最新に使用されたキャッシュブロックとしてリンクす
る。またキャッシュブロック上に存在する任意のキャッ
シュブロックがリード要求に対し読み出された場合に
も、最新に使用されたキャッシュブロックとしてＬＲＵ
テーブル６２の先頭にリンクされる。このようなＬＲＵ
テーブル６２はキャッシュメモリ４８上に存在するデー
タの追出しと、ディスク装置にキャッシュメモリ上のデ
ータを書き込むライトバック制御に使用される。即ち、
ＬＲＵテーブル６２の最後にキャッシュメモリ４８上に
存在している時間が最も長い、長時間アクセスされてい
ないキャッシュブロックがリンクされていることから、
この最後にリンクされたキャッシュブロックが次に追い
出されるキャッシュブロックの候補となる。また追出し
候補となったキャッシュブロックがディスク装置への書
込みが済んでいないデータ所謂ダーティデータであった
場合には、ディスク装置に書き戻すライトバック処理が
スケジュールされ、ライトバック後に追出しを行うこと
になる。 ３．キャッシュ空スペースの確保 図８はキャッシュメモリ４８におけるキャッシュブロッ
クの使用状態の一例を示している。キャッシュメモリ４
８において、キャッシュブロックＲはライトバックによ
りディスク装置に同一データが格納されているブロック
を示す。キャッシュブロックＷはキャッシュメモリ４８
上で書込処理は行われたがライトバックが済んでおら
ず、ディスク装置に同一データが存在しないダーティデ
ータが存在するブロックを示す。また「空」は未使用の
キャッシュブロックである。ディスクキャッシュ制御に
あっては、ホストコンピュータ１０からキャッシュメモ
リ４８上に存在しないデータに対してのリード要求また
はライト要求が指示された場合、未使用の空間から新た
なキャッシュブロックを割り当てて、リード要求に伴っ
てディスク装置３０からステージングされたデータある
いはホストコンピュータから受領したライトデータを書
き込む。図８のキャッシュメモリ４８における未使用の
空キャッシュブロックの空間は、図９に示す空スペース
管理テーブル６４により管理される。空スペース管理テ
ーブル６４は空キャッシュブロックの数をエントリ番号
１，２，３，・・・Ｎとし、各エントリ番号ごとに連続
する空ブロックの先頭のブロック情報を登録している。
なお、テーブル内容は説明の都合上示したもので、実際
には設けられない。ここで図８のキャッシュブロック４
８におけるＸ方向のアドレスをＸ＝００〜０７、Ｙ方向
のアドレスをＹ＝００〜ｎで表すと、空スペース管理テ
ーブル６４における先頭ブロックのアドレスは「ＣＢＸ
Ｙ」で示される。例えば空スペース管理テーブル６４の
空ブロック数１個を示すエントリ１には、図８のキャッ
シュメモリ４８におけるブロックアドレスＣＢ0103，Ｃ
Ｂ0004の２つの空ブロックが登録されている。空ブロッ
ク２個分を示すエントリ番号２については、２個空ブロ
ックが連続した先頭ブロックのアドレスＣＢ0102が登録
されている。このような空スペース管理テーブル６４を
設けることで、新たなキャッシュブロックの割当要求に
対してはなるべく物理的に連続したキャッシュブロック
を割り当てている。更に空スペース管理テーブル６４で
管理されるキャッシュメモリ４８の空スペースは、常に
一定量が残るように管理される。即ち、キャッシュメモ
リ４８の空スペースの残り容量が規定値以下になるよう
な状況が発生すると、図７に示したＬＲＵテーブル６２
を参照してキャッシュメモリ上の有効データを追い出す
ためのスケジュールが行われる。この追出し対象となっ
たキャッシュブロックにつき、ディスク装置にも同一デ
ータが存在するキャッシュブロックＲの部分について
は、図６に示したハッシュテーブル６０からの登録を抹
消するキャッシュ無効化を行う。一方、ディスク装置に
データが存在しないダーティデータのキャッシュブロッ
クＷの部分については、ディスク装置へのライトバック
がスケジュールされる。このようなキャッシュメモリ４
８の残り容量を規定値以上に保つ処理により、常にキャ
ッシュメモリ上に規定の空き空間が準備されており、従
って新たなデータ書込みを伴うリード要求およびライト
要求に対し、直ちに処理を開始することができる。 ４．ＲＡＩＤ動作形態の制御 図３に示したディスクアレイ制御部５２はホストコンピ
ュータ１０からの論理デバイスの指定に基づき、ＲＡＩ
Ｄ０，１，３または５のいずれかの形態のアクセス動作
をディスクアレイ２８に対し実行する。図１０はランク
数４，ポート数６のディスクアレイ２８に対するホスト
コンピュータが指定する論理デバイス番号と、ＲＡＩＤ
動作のためのディスク装置の形態を示している。まずラ
ンクＲ０に設けられた６台のディスク装置の内、ポート
Ｐ０〜Ｐ４の５台がホストコンピュータ１０における論
理デバイス番号０で指定され、ＲＡＩＤ３の動作形態を
とる。この内、ポートＰ０〜Ｐ３のディスク装置はデー
タ用であり、ポートＰ４のディスク装置がパリティ用に
固定的に決められる。尚、ランクＲ０のポートＰ５のデ
ィスク装置は予備機として設けられたホットスペアＨＳ
に割り当てられる。次のランクＲ１のポートＰ０〜Ｐ５
の５台のディスク装置はホストコンピュータ１０におけ
る論理デバイス番号１で指定され、ＲＡＩＤ５の動作形
態をとる。ＲＡＩＤ５の動作形態にあっては、ポートＰ
０〜Ｐ４の中の４台のディスク装置がデータ用、１台が
パリティ用となる。パリティ用のディスク装置はセクタ
位置が替わるごとに循環する。ランクＲ２のポートＰ
０，Ｐ１およびポートＰ２，Ｐ３に設けられた２台を１
組としたディスク装置は、ホストコンピュータ１０にお
ける論理デバイス番号２，３で各々指定され、ＲＡＩＤ
１の動作形態、即ち２台のディスク装置に同一データを
格納したミラーディスクとしての動作形態をもつ。更に
ランクＲ３のポートＰ０〜Ｐ３に設けた４台のディスク
装置はホストコンピュータ１０における論理デバイス番
号４で指定され、ＲＡＩＤ０の動作形態をとる。即ち、
データをストライピングして並列的に書き込む動作は論
理デバイス番号０のＲＡＩＤ３の動作形態と同じである
が、冗長性を確保するためのパリティディスクを備えて
いない。図１１はＲＡＩＤ３の動作形態におけるキャッ
シュブロック，ストライピングおよびディスク格納状態
を示している。まずキャッシュブロック５４は、この例
では４つのホストブロックＬ０〜Ｌ３で構成されてい
る。ＲＡＩＤ３の動作モードでディスク装置３０−００
〜３０−０４に書き込むために、例えばホストブロック
Ｌ０について取り出して示すように、所定数の固定長デ
ータブロックのサイズで１６分割したバイトデータＬ０
−１〜Ｌ０−１６にストライピングする。このようなス
トライピングデータについて、データ用のディスク装置
３０−００〜３０−０３の台数４台に対応したストライ
ピングデータ単位にパリティを計算する。そして４つの
ストライピングデータに計算したパリティを加えた５つ
のバイトデータを、５台の磁気ディスク装置３０−００
〜３０−０４に並列的に書き込む。図１２はＲＡＩＤ５
の動作形態におけるキャッシュブロック，データストラ
イピングおよびディスクアレイ格納状態を示している。
この例では説明を簡単にするため、ディスクアレイ２８
に並列書込みされるホストブロック数にキャッシュブロ
ックのサイズを一致させている。キャッシュメモリ４８
上には並列書込み可能なデバイス、即ちディスク装置３
０−００〜３０−０３の４台に対応したホストブロック
数４のサイズをもつキャッシュブロック５４−１〜５４
−４が設けられ、図示のように連続するキャッシュブロ
ック５４−１〜５４−４に、同じく連続するホストブロ
ックＬ０〜Ｌ１５が格納されていたとする。このような
場合には、例えばキャッシュブロック５４−１を取り出
し、キャッシュブロック５４−１を構成する４つのホス
トブロックＬ０〜Ｌ３からパリティを計算し、ホストブ
ロックＬ０〜Ｌ３にパリティＰ１を加えた５つのデータ
を並列的にディスク装置３０−００〜３０−０４に書き
込む。通常、ＲＡＩＤ５の動作形態にあっては、データ
長の短いホストブロック１個単位のアクセスが行われ
る。この通常のＲＡＩＤ５の動作形態における書込み
は、例えば図示のようにディスクアレイ２８側にホスト
ブロックＬ０〜Ｌ３およびパリティＰ１が格納されてい
る状態で、新たに論理ブロックＬ０のみを書き込む場合
には、次のようなリードモディファイライトを実行す
る。まずディスク装置３０−００および３０−０４によ
り旧ブロックＬ０と旧パリティＰ１を読み出す。これを
（Ｌ０）old ，（Ｐ１）old とする。続いて中間パリテ
ィ（Ｐ１）int を （Ｐ１）int ＝（Ｐ１）old ＋（Ｌ０）old として、排他論理和を求める。続いて中間パリティ（Ｐ
１）int と新ブロック（Ｌ０）new から新パリティ（Ｐ
１）new を （Ｐ１）new ＝（Ｐ１）int ＋（Ｌ１）new として求める。新ブロック（Ｌ０）new と計算で求めた
新パリティ（Ｐ１）newをディスク装置３０−００，３
０−０４に対し並列的に書き込む。このようなＲＡＩＤ
５の動作形態における並列書込み可能なディスク台数以
下のホストブロックの書込みについては、旧パリティと
旧データの読出しを伴うことからディスク２．５回転分
の処理時間がかかり、これがライトペナルティとなる。
本発明にあっては、ＲＡＩＤ５の動作形態にあっても可
能な限りＲＡＩＤ３の動作形態によるディスクアレイに
対するライトアクセスを行って、ライトペナルティの低
減を図る。図１３はＲＡＩＤ１の動作形態におけるキャ
ッシュブロックとディスク格納状態を示している。ＲＡ
ＩＤ１は２台のディスク装置３０−２０，３０−２１に
同一データを書き込むミラーディスクとしての使い方で
あり、キャッシュブロック５４からホストブロックＬ０
〜Ｌ３ごとに順次取り出してディスク装置３０−２０，
３０−２１のそれぞれに並列的に書き込む。図１４はパ
リティディスクをもたないＲＡＩＤ０の動作形態のキャ
ッシュブロック，ストライピングおよびディスク格納状
態を示す。尚、図１２のＲＡＩＤ５の場合と同様、説明
を簡単にするため、４台の磁気ディスク装置３０−３０
〜３０−３４に並列書込みする論理ブロック数４に一致
するキャッシュブロックのサイズとした場合を例にとっ
ている。このＲＡＩＤ０の動作形態では、キャッシュブ
ロック５４を構成する４つのホストブロックＬ０〜Ｌ３
を、４台のディスク装置３０−３０〜３０−３４のそれ
ぞれに割り当てて並列的に書き込み、この場合にパリテ
ィディスクはもたないことから、パリティの計算は行わ
ない。 ５．ステージング処理の高速化 ディスクキャッシュ制御にあっては、ホストコンピュー
タ１０からのリード要求に対しキャッシュメモリ４８上
に要求データが存在せずにミスヒットとなった場合に
は、ディスク装置から要求データを読み出してキャッシ
ュメモリ上に書き込むステージングを行う。本発明にあ
っては、ＲＡＩＤ０，１，３および５のいずれの動作形
態にあっても、ディスクアレイ２８の同時アクセス可能
な全ディスク装置からの並列リードによるステージング
で要求データのキャッシュブロックに対するステージン
グを高速で行う。図１５はＲＡＩＤ５の動作形態を例に
とった本発明のステージングを示している。いま１６ホ
ストブロックのサイズをもつキャッシュブロック５４−
１がキャッシュメモリ４８上に展開されており、このキ
ャッシュブロック５４−１のうちの最後の２つのホスト
ブロックＬ１４，Ｌ１５のみが有効データであり、また
ホストブロックＬ１４，Ｌ１５はディスク装置への書込
みが済んでいないダーティデータであったとする。ここ
で、ホストコンピュータ１０より論理ブロックＬ４〜Ｌ
７を指定したリード要求がホストコンピュータから行
われたとする。このリード要求に対し、キャッシュメモ
リ上に要求データが存在しないことからミスヒットとな
り、ステージングを行う。ステージングはキャッシュブ
ロック５４−２に示すように、ディスクアレイ２８のデ
ィスク装置３０−１０〜３０−１２，３０−１４の４台
をアクセスしてホストブロックＬ４〜Ｌ７をリードして
キャッシュブロック５４−２上に書き込み、ステージン
グが完了するとヒット状態となることから、要求データ
をホストコンピュータ１０に転送する。このようなステ
ージングが終了した後に本発明にあっては、それ以降の
アクセス要求に対するキャッシュメモリのヒット効率を
向上してキャッシュ効果を最大限に発揮するため、プリ
フェッチ動作を行う。即ち、キャッシュブロック５４−
３に示すように、ステージングが済んだホストブロック
Ｌ４〜Ｌ７に後続する並列アクセス可能なディスク数４
に一致する４つのホストブロックＬ８〜Ｌ１１をディス
ク装置３０−１０，３０−１１，３０−１３，３０−１
４から読み出してプリフェッチする。ＲＡＩＤ５にあっ
ては、基本的にはリード転送速度はデバイス速度以上は
出ることがなく、またステージング速度がＲＡＩＤ３よ
り遅く、少量データのリード処理が中心になることか
ら、プリフェッチ量は次のパリティグループまでとす
る。ここで、パリティグループとはパリティディスクを
同一とする各ディスク装置のデータブロックを意味す
る。例えば、図１５（Ｅ）におけるデータブロックＬ０
〜Ｌ３，Ｌ４〜Ｌ７などのことを意味する。このように
ＲＡＩＤ５にあっては、プリフェッチ量は次のパリティ
グループまでとなるが、キャッシュブロックサイズをパ
リティグループのデータブロックサイズと同一になるよ
うにストライピングを行えば、即ち図１２に示したスト
ライピングを行えばキャッシュブロックの中にステージ
ングしたデータブロックに続くキャッシュブロックの最
後までのデータブロックがプリフェッチ量となり、この
プリフェッチをステージングに含めてＲＡＩＤ３的なス
テージングが可能となる。一方、ＲＡＩＤ３では図１１
に示したように、１つのホストブロックが各ディスク装
置に分散して格納されており、ステージングが高速にで
きること、および大容量のデータが要求される場合が多
いことを考慮し、アクセス要求が行われたステージング
データを含むキャッシュブロックの最後までのデータブ
ロックをプリフェッチする。再び図１５を参照するに、
キャッシュブロック５４−３に召すステージングしたホ
ストブロックＬ４〜Ｌ７に続くブロックＬ８〜Ｌ１１を
プリフェッチした状態にあっても、キャッシュブロック
上の有効データは２箇所に分散している。このようなス
テージングに伴うプリフェッチ後の状態でキャッシュブ
ロック上の有効データが分散している場合には、キャッ
シュブロック５４−４に示すようにホストブロックＬ１
２，Ｌ１３に対応するデータブロックをディスクアレイ
２８のディスク装置３０−１２，３０−１３から読み出
して内部的にステージングし、キャッシュブロック上で
有効データを連続データとする。このようにキャッシュ
ブロック上の有効データを連続データとすることで、キ
ャッシュブロック上での以後のデータ管理を容易にす
る。例えば、キャッシュブロック上で有効データが複数
箇所に分散して存在していたとすると、最終的には分散
した各ホストブロックに対応したマップ管理が要求され
る。これに対し、キャッシュブロック上に連続した領域
を有効データとすることで、有効データの一部が書き替
えられた際のライトバック処理において、ＲＡＩＤ３的
な並列書込みによる高速化を図ることができる。 ６．大量シーケンシャルデータの追出し促進 一般にキャッシュ制御にあっては、キャッシュメモリ４
８上の同一データを頻繁にリードするとキャッシュ効果
を発揮することができる。これに対し、ホストコンピュ
ータ１０がキャッシュメモリ４８上に存在しない大量デ
ータのリード要求を行ったとき、ミスヒットに伴ってデ
ィスクアレイ２８から要求された大量データをキャッシ
ュメモリ４８上にステージングしてホストコンピュータ
１０に転送するようになる。このようにステージングさ
れた大量のデータがその後、参照されないにも関わら
ず、そのままキャッシュメモリ４８上に残されている
と、キャッシュスペースが有効に利用されず、ヒット効
率が低下することになる。しかしながらＬＲＵテーブル
６２を用いたキャッシュメモリ４８の管理では、一度し
か参照されなかった大量データであっても直ちに無効化
することはできない。そこで本発明のディスクキャッシ
ュ装置にあっては、ホストコンピュータ１０からの一定
量を越えるデータのリード要求に伴って大量データのス
テージングが行われた場合には、本来、ＬＲＵテーブル
６２の先頭にステージングされたキャッシュブロックを
登録すべきところ、ＬＲＵテーブル６２の終端側に近い
位置にステージングされた大量データのキャッシュブロ
ックを登録する。図１７のフローチャートは大量データ
のステージング処理を示す。まずステップＳ１でホスト
コンピュータ１０からのリード要求に伴うミスヒットで
ディスクアレイ２８側からのステージングが行われたな
らば、ステップＳ２で、ステージングされたデータ量が
所定値例えば１００キャッシュブロック以上か否かチェ
ックする。１００キャッシュブロック未満であれば通常
通り、ステップＳ３でＬＲＵテーブル６２の先頭に登録
する。一方、１００キャッシュブロック以上であった場
合には、ステップＳ４でＬＲＵテーブル６２の終端側の
近くに登録する。このようなステージングされた大量デ
ータについて、ＬＲＵテーブル６２の終端側に強制的に
登録することで、一度しか参照されないステージングさ
れた大量データは比較的短い時間の経過後にハッシュテ
ーブル６０から削除されて追い出されることになり、キ
ャッシュスペースが不要に占有されてしまうことを防止
できる。 ７．パリティデータのステージング 本発明のディスクキャッシュ装置におけるＲＡＩＤ５の
動作状態において、原則的にはキャッシュメモリ４８上
にパリティデータのステージングは行っていない。しか
しながらＲＡＩＤ５の動作状態にあっては、ディスクア
レイに対する書込時に新パリティを計算するためにディ
スクアレイ２８から旧データおよび旧パリティを読み出
す処理を必要とするため、処理時間が長くなるライトペ
ナルティをもつ。そこで本発明のステージング処理の他
の実施例にあっては、オプション指定によりパリティデ
ータのステージングを可能とする。図１８のフローチャ
ートはパリティデータのステージングを可能とする本発
明のステージング処理の他の実施例を示す。このステー
ジング処理にあっては、ホストコンピュータ１０からの
リード要求に対するキャッシュメモリ４８のミスヒット
でステージング処理が起動されると、まずステップＳ１
で動作形態がＲＡＩＤ５であり且つパリティデータのス
テージングがオプション指定されているか否かチェック
する。パリティデータのステージングを行わせるオプシ
ョン指定は、ホストコンピュータ１０からのコマンドあ
るいはメンテナンス端末からの指示によりセットされ
る。ステップＳ１でパリティデータのステージングを示
すオプション指定が有効であるとステップＳ２に進み、
パリティデータを含むデータをディスクアレイ２８から
キャッシュメモリ４８上にステージングする。ステップ
Ｓ１でオプション指定がなければステップＳ３に進み、
通常のパリティを含まないデータのディスクアレイ２８
からのステージングを行う。図１９はパリティデータを
ステージングしない場合とステージングした場合のライ
トバック処理を対比して示す。図１９（Ａ）はパリティ
データをステージングしていない場合であり、キャッシ
ュブロック５４−１０のホストブロックＬ１のみが有効
データであったとする。このキャッシュブロック５４−
１０の有効データであるホストブロックＬ１をディスク
アレイ２８にライトバックする場合には、図１２のＲＡ
ＩＤ５におけるディスク書込みに示したようにディスク
装置３０−１１から対応する旧データを読み出し、また
ディスク装置３０−１４から旧パリティを読み出し、中
間パリティを生成した後に新データから新パリティを作
成し、最終的にディスク装置３０−１１，３０−１４に
新データと新パリティを書き込む処理を必要とする。こ
のため、キャッシュブロック５４−１０上の有効ブロッ
クＬ１をディスクアレイ２８に書き込むためにはディス
ク装置の２．５回転分の時間が必要となる。これに対し
図１９（Ｂ）に示すキャッシュブロック５４−１０上に
パリティデータＰ１をステージングしていた場合には、
有効ブロックＬ１の更新に際しキャッシュブロック５４
−２０上で新たなパリティデータＰ１を計算でき、ディ
スクアレイ２８側をリードアクセスすることなく直接、
更新ブロックＬ１と新パリティデータＰ１をディスク装
置３０−１１，３０−１４に書き込むことができる。こ
のため、ライトバック処理はディスク装置１．５回転分
の時間で済み、通常のＲＡＩＤ５の動作状態のディスク
書込み処理におけるライトペナルティは発生しない。勿
論、パリティデータをキャッシュメモリ４８にステージ
ングした場合には、その分だけキャッシュメモリ４８の
有効利用領域が低減することになる。 ８．ライトバックデータの並び替えによる最適化 図９の空スペース管理テーブル６４で説明したように、
キャッシュメモリ４８上の空スペースが一定値以下にな
った場合は、図７に示すＬＲＵテーブル６２を参照し、
使用されずに最も長い期間格納されているキャッシュブ
ロックを追い出すためのライトバック処理がスケジュー
ルされる。図２０はライトバック処理がスケジュールさ
れる際のキャッシュブロック６２の一例を示している。
通常のキャッシュ制御にあっては、ＬＲＵテーブル６２
の最後にリンクされているキャッシュブロックＣＢ−ｆ
をライトバック対象とするスケジュールを行う。これに
対し本発明のキャッシュ制御にあっては、ライトバック
条件が成立したとき、即ちキャッシュメモリ４８の空ブ
ロック数が規定の閾値以下となったときには、ＬＲＵテ
ーブル６２の最後のキャッシュブロックから所定ブロッ
ク数αだけ遡った範囲をライトバック対象範囲６８とし
て指定するスケジュールを行う。この場合にはキャッシ
ュブロックＣＢ−ａ〜ＣＢ−ｆの６つがライトバック対
象範囲６８に含まれるように指定される。ここでライト
バック対象範囲６８に含まれる斜線で示すキャッシュブ
ロックＣＢ−ｂ，ＣＢ−ｅ，ＣＢ−ｆの３つが、図２１
に示すホストブロックを含んでいたとする。即ち、キャ
ッシュブロックＣＢ−ｂはホストブロックＬ４〜Ｌ７の
対応データを含み、キャッシュブロックＣＢ−ｅはホス
トブロックＬ８〜Ｌ１１の対応データを含み、キャッシ
ュブロックＣＢ−ｆはホストブロックＬ０〜Ｌ３の対応
データを含んでいたとする。このようなホストブロック
対応データを見ると、キャッシュブロックＣＢ−ｆ，Ｃ
Ｂ−ｂ，ＣＢ−ｅの順番に並び替えることで、ホストブ
ロックＬ０〜Ｌ１１の対応データを連続データとするこ
とができる。ホストブロック対応データを連続データと
するライトバック対象範囲６８に含まれるキャッシュブ
ロックの並び替えを行った場合には、ディスクアレイ２
８に各キャッシュブロックをライトバックする際にＲＡ
ＩＤ３的な並列書込みを高速で実行できる。即ち、キャ
ッシュブロックＣＢ−ｆ，ＣＢ−ｂ，ＣＢ−ｅに含まれ
る４つの論理ブロック対応データのそれぞれからパリテ
ィＰ１，Ｐ２，Ｐ３を計算し、順番に４つのデータとパ
リティを並列的にディスクアレイ２８のディスク装置３
０−１１〜３０−１４に連続的に書き込む高速ライトバ
ック処理が達成できる。このようなライトバック対象範
囲６８に含まれるキャッシュブロックの論理ブロック対
応データを連続するような並び替えによるライトバック
が完了すると、図２０に示したＬＲＵテーブル６２は図
２２の状態となる。図２３のフローチャートはキャッシ
ュブロックの並び替えを伴うライトバックのスケジュー
ルが行われるライト処理を示し、図１６のステップＳ１
３に示したライト処理の詳細を示すことになる。まずス
テップＳ１でホストコンピュータ１０からのライト要求
に伴って、ライトキャッシュ制御部４６−２でキャッシ
ュメモリ４８上に確保された８ブロックに対しライトデ
ータを書き込む。ライトデータの書込みが済むと、ステ
ップＳ２で図９に示した空スペース管理テーブル６４を
参照してキャッシュメモリ４８の空ブロック数を求め、
空ブロック数が予め定めた閾値以下か否かチェックす
る。閾値以下であればステップＳ３に進み、図２０に示
したようにＬＲＵテーブル６２の末尾から遡った所定数
αのブロックを含む範囲をライトバック対象範囲６８と
して指定する。ライトバック対象範囲６８に含まれるキ
ャッシュブロックがディスクアレイ２８への書込みが済
んでいないライトバック対象となるダーティデータか、
既にディスクアレイ２８への書込みが済んでいるライト
バック対象から除外される非ダーティデータか否かチェ
ックする。もしライトバック対象範囲６８に非ダーティ
データのキャッシュブロックが含まれていれば、ステッ
プＳ５で非ダーティデータのキャッシュブロックをハッ
シュテーブル６０から削除してキャッシュ無効化を行
う。続いてステップＳ６でライトバック対象となるダー
ティデータのキャッシュブロックの有無をチェックし、
ダーティデータのキャッシュブロックが存在すると、ス
テップＳ７でライトバックをスケジュールする。このラ
イトバックのスケジュールにあっては、図２０，図２１
に示したようにライトバック対象範囲６８に含まれるキ
ャッシュブロックについて、もし可能であればホストブ
ロックに対応するデータが連続データとなるようにキャ
ッシュブロックの並び替えを行った後にライトバック対
象としてスケジュールする。尚、ライトバック処理のス
ケジュールは図２３に示すライト処理の完了時のみなら
ず、図１６に示したリード要求でキャッシュメモリがミ
スヒットとなったときのディスクアレイからのステージ
ング終了時についても同様にスケジュールされることに
なる。 ９．ライトバック処理の最適化 図２４はＲＡＩＤ５の動作形態におけるライトバック処
理の一例を示している。ここでキャッシュブロック５４
のサイズは１６ホストブロックであり、ホストブロック
Ｌ０〜Ｌ１５に対応するデータを格納することができ、
この内、ホストブロックＬ２〜Ｌ９に対応するデータが
有効データとして書き込まれ、ライトバック対象データ
７５となっている。一方、ディスクアレイ２８側はディ
スク装置３０−１０〜３０−１４のそれぞれは１ホスト
ブロックのサイズに相当するセクタ単位にデータを読み
書きしており、同時並列的には４つのホストブロックを
アクセスすることができる。キャッシュブロック５４の
ライトバック対象データ７５に含まれるホストブロック
Ｌ２〜Ｌ９対応データについて、ディスクアレイ２８の
ストライピング状態に対応し、先頭のホストブロックＬ
２，Ｌ３と末尾のホストブロックＬ８，Ｌ９の各対応デ
ータについてＲＡＩＤ５モードによる書込みを行う。即
ち、対応する旧データおよびパリティデータをディスク
アレイ２８から読み出して、書込みを行う新データを用
いて新パリティを計算した後に並列的に書き込むリード
モディファイライトを行う。これに対し、ディスクアレ
イ２８の並列書込み可能な４台のディスク装置に対応す
る連続する４つのホストブロックＬ４〜Ｌ７の対応デー
タについては、ＲＡＩＤ３モードによる書込みを行う。
即ち、ホストブロックＬ４〜Ｌ７の対応データからパリ
ティＰ２を計算し、直接ディスクアレイ２８に書き込
む。このようなＲＡＩＤ５モードにおけるライトバック
処理について、通常のＲＡＩＤ５モードに書込みに加え
てＲＡＩＤ３モードによる高速書込みを組み合わせるこ
とで、最適化されたライトバック処理を行うことができ
る。図２５はＲＡＩＤ５の動作状態におけるライトバッ
ク処理において、ライトバック対象データ７５の中の連
続するホストブロック対応データが、ディスクアレイ２
８側の並列書込みディスク台数より僅かに少なかった場
合の最適化処理を示している。いまキャッシュブロック
５４の中にライトバック対象データ７５としてホストブ
ロックＬ１〜Ｌ１０の対応データが格納されていたとす
る。中央のホストブロックＬ４〜Ｌ７の４つのデータに
ついてはＲＡＩＤ３的な並列アクセスができる。これに
対し、左側のホストブロックＬ１〜Ｌ３対応データおよ
び右側のホストブロックＬ８〜Ｌ１１対応データは並列
アクセスディスク台数４台に対し１つホストブロック対
応データが少ない。このような場合のライトバックにあ
っては、キャッシュブロック５４−２に示すようにホス
トブロックＬ０対応データをディスクアレイ２８のディ
スク装置３０−１０からに示すようにリードしてステ
ージングし、またホストブロックＬ１１の対応データに
ついてもディスクアレイ２８のディスク装置３０−１４
によりに示すようにリードしてステージングし、並列
アクセス可能なディスク台数の整数倍となるホストブロ
ック数の連続データとする。このようなホストブロック
Ｌ０〜Ｌ１１の連続対応データがキャッシュブロック５
４−２に上に得られれば、ホストブロックＬ０〜Ｌ３，
ホストブロックＬ４〜Ｌ７，ホストブロックＬ８〜Ｌ１
１の４つずつにストライピングして、それぞれパリティ
Ｐ１，Ｐ２，Ｐ３を求めた後、に示すように並列
的にディスクアレイ２８に書き込むことで、ＲＡＩＤ３
的な高速ライトバック処理を行うことができる。図２６
のフローチャートは図２４，図２５に示したＲＡＩＤ５
のライトバック処理を含む本発明のキャッシュ制御にお
ける全体的なライトバック処理を示す。まずステップＳ
１でコントローラ１２がアイドル状態か否かチェック
し、アイドル状態にないときにはステップＳ１４で要求
事項の処理、即ち通常の処理を行っている。アイドル状
態が得られるとステップＳ２に進み、ライトバック処理
がスケジュール済み、即ちライトバック条件が成立して
いればステップＳ３に進み、ＲＡＩＤモードをチェック
する。ＲＡＩＤ５モードであればステップＳ４に進み、
図２０，図２１に示したようなライトバック対象範囲に
おけるキャッシュブロックの連続ブロックへの並び替え
を行う。なお、この連続ブロックへの並び替えは図２３
に示したライト処理の段階におけるスケジューリングと
して行っておいてもよい。続いてライトバック対象とな
った最初のキャッシュブロックを参照し、ディスクアレ
イ２８側の並列書込み可能なディスク台数に対応した全
台数分のホストブロック対応データが有効か否かチェッ
クする。もし全デバイス分のホストブロック対応データ
が有効であればステップＳ６に進み、ＲＡＩＤ３モード
による書込処理を実行する。即ち、全デバイス分の対応
データからパリティを計算した後、データおよびパリテ
ィを並列的に同時書込みする。一方、全デバイス分のキ
ャッシュブロック対応データが有効でなかった場合に
は、ステップＳ７で不足データは１ディスク分か否かチ
ェックする。不足データが１ディスク分であった場合に
は、ステップＳ８で、図２５に示したように不足ブロッ
クに対応するデータをディスクアレイからステージング
し、ステージング後にステップＳ６に進んでＲＡＩＤモ
ードでの書込処理を行う。ステップＳ７で不足分が２デ
ィスク分以上であった場合にはステップＳ９に進み、Ｒ
ＡＩＤ５モードでの書込処理を行う。即ち、旧データお
よび旧パリティをリードして中間パリティを計算し、更
に新データから新パリティを計算し、新データおよび新
パリティを並列的にディスクアレイに対し同時書込みす
る。ステップＳ６またはステップＳ９の書込処理が済む
と、ステップＳ１０でライトバック対象となっているキ
ャッシュブロックの全ブロックの処理が終了したか否か
チェックし、終了していなければステップＳ４に戻り、
同様な処理を繰り返し、終了していればステップＳ１で
再び待機状態となる。一方、ステップＳ３でＲＡＩＤ３
の動作モードが判別された場合にはステップＳ１１に進
み、図１１に示したストライピングおよび書込みとなる
ＲＡＩＤ３モードの書込処理を行う。またステップＳ３
でＲＡＩＤ０モードが判別された場合には、ステップＳ
１３で、図１３に示すＲＡＩＤ０モードの書込みを行
う。更にステップＳ３でＲＡＩＤ１モードが判別された
場合にはステップＳ１３に進み、図１４に示したパリテ
ィディスクをもたないＲＡＩＤ１モードの書込みを行
う。 １０．統計的処理によるキャッシュブロックサイズの自
動設定 本発明を含めたディスクキャッシュ装置を備えた計算機
システムにおいて、ユーザが必ず設定を必要とするパラ
メータはホストブロックサイズ即ち論理ブロックサイズ
である。これに対し、キャッシュブロックサイズの設定
は通常、システム側で行っている。図４に示したよう
に、キャッシュブロック５４のサイズはホストブロック
５６が複数個集まったブロックとして構成される。この
ような従来の固定的なキャッシュブロックサイズのシス
テム側での設定に対し、本発明のディスクキャッシュ装
置にあっては、最初のシステム立上げ時はシステム側が
固定的にキャッシュブロックサイズを設定するが、次回
以降の立上げ時にあってはユーザの使用環境に応じて自
動的に最適なキャッシュブロックサイズに変更される。
図２７のフローチャートは最適化されたキャッシュブロ
ックサイズを自動設定するための統計処理を示してい
る。最初のシステム立上げ時にあっては、システム側に
固定的に設定したキャッシュブロックサイズによるキャ
ッシュ制御が行われており、この状態でホストアクセス
をステップＳ１で判別すると、ステップＳ２でリード要
求またはライト要求が行われたホストブロックサイズを
記録する。ホストブロックサイズの記録処理はステップ
Ｓ５で規定周期に達するまで繰り返し行われている。ス
テップＳ３で規定周期例えば１カ月程度の時間に達する
とステップＳ４に進み、ステップＳ２で記録されたホス
トブロックサイズから平均ブロックサイズを計算する。
続いてステップＳ５で最適ブロックサイズの設定値を、
ステップＳ４で求めた平均ブロックサイズに更新する。
この最適キャッシュブロックサイズの更新が済むと、ス
テップＳ２で記録されたホストブロックサイズはメモリ
からクリアされ、次の周期の記録に入る。この結果、シ
ステムの運用中に統計的処理で得られたキャッシュブロ
ックサイズが最適ブロックサイズとして保持されること
になる。そして一旦、システムの運用を止め、次に電源
投入によるシステム立上げを行うと、図２７の統計処理
で求められている最適キャッシュブロックサイズに自動
的にキャッシュブロックサイズを変更してキャッシュ制
御を動作する。図２８はホストブロックサイズに対し最
適なキャッシュブロックサイズの一例を示している。い
ま並列アクセスされるディスクアレイ２８はディスク装
置３０−１０〜３０−１３の４台であり、それぞれのレ
コードにおける１セクタを構成するデータブロック５８
は５１２バイトであったとする。この５１２バイトのデ
ータブロック５８に対し、ホストブロックサイズが２倍
の１，０２４バイトであったとすると、例えばホストブ
ロックＬ０は対応するディスク装置３０−１０の２セク
タ分に跨がる。キャッシュブロック５４は４台の並列ア
クセス可能なディスク装置３０−１０〜３０−１３のブ
ロックデータサイズに一致するサイズをもつことがＲＡ
ＩＤ３的なアクセスを可能とするために最適である。従
って、キャッシュブロック５４は４つのホストブロック
Ｌ０〜Ｌ３に対応し、１つのホストブロックは１，０２
４バイトとなることから、キャッシュブロックサイズは
４，０９６バイトとすればよい。尚、上記の実施例は６
ポート，４ランクのディスクアレイを例にとるものであ
ったが、ディスクアレイのポート数およびランク数は必
要に応じて適宜に定めることができる。更に本発明にあ
っては、ホストコンピュータに対し２系統のキャッシュ
メモリを有するコントローラを設けた場合を例にとって
いるが、１系統のコントローラにキャッシュメモリを設
けたものであったもよいことは勿論である。更に本発明
は実施例に示された数値による限定は受けない。

【発明の効果】以上説明してきたように発明にあって
は、ディスクアレイを対象とした所謂ＲＡＩＤ型の動作
特性を活かしながらキャッシュ性能を最大限に発揮する
ことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図

【図２】本発明のハードウェア構成を示した実施例構成
図

【図３】ディスクアレイを対象とした本発明の処理機能
を示した説明図

【図４】キャッシュメモリのブロック分けとホストブロ
ックの関係を示した説明図

【図５】ホストブロックとデータブロックとの関係を示
した説明図

【図６】図３のハッシュテーブルの説明図

【図７】図３のＬＲＵテーブルの説明図

【図８】図３のキャッシュメモリの使用状態の一例を示
した説明図

【図９】図３の空スペース管理テーブルの説明図

【図１０】図３のディスクアレイに対するＲＡＩＤ０，
１，３，５のディスク割当てを示す論理デバイスの説明
図

【図１１】ＲＡＩＤ３におけるキャッシュブロック、ス
トライピング及びディスク格納状態を示した説明図

【図１２】ＲＡＩＤ５におけるキャッシュブロック、ス
トライピング、ディスク格納状態を示した説明図

【図１３】ＲＡＩＤ１におけるキャッシュブロックとデ
ィスク格納状態を示した説明図

【図１４】ＲＡＩＤ０におけるキャッシュブロックとデ
ィスク格納状態を示した説明図

【図１５】ステージング処理に伴なうプリフェッチ動作
を示した説明図

【図１６】プリフェッチのステージングを含む図３のリ
ード処理を示したフローチャート

【図１７】大量シーケンシャルデータのステージング処
理を示したフローチャート

【図１８】パリティを含むステージング処理を示したフ
ローチャート

【図１９】パリティを含まない場合と含む場合のステー
ジングに対応するライトバック処理の相違を示した説明
図

【図２０】ＬＲＵテーブルにおけるライトバック対象範
囲の説明図

【図２１】ライトバック対象範囲におけるキャッシュブ
ロック並び替えとライトバック動作を示した説明図

【図２２】ライトバック完了後のＬＲＵテーブルの説明
図

【図２３】図１５のライト処理の詳細を示したフローチ
ャート

【図２４】ＲＡＩＤ５におけるライトバック動作の説明
図

【図２５】ＲＡＩＤ５において不足ブロックをキャッシ
ュブロックにステージングするライトバック動作の説明
図

【図２６】ライト完了後に行うライトバック処理を示し
たフローチャート

【図２７】キャッシュブロックサイズの求める統計処理
のフローチャート

【図２８】最適なキャッシュブロックサイズの決め方の
一例を示した説明図

【符号の説明】

１０ ホストコンピュータ（上位装置） １４−１，１４−２ チャネル装置 １６ チャネルインタフェース（ＳＣＳＩ） １８−１，１８−２ 共用バス（共用バス手段） ２０ ブリッジ回路部 ２２−１，２２−２ サブコントローラ ２４−１〜２４−６，２６−１〜２６−６ アダプタ ２８ ディスクアレイ ３０−００〜３０−３５ ディスク装置 ４５ ライトバック制御部 ４６ キャッシュ制御部 ４８ キャッシュメモリ ５０ キャッシュ管理テーブル ５２ ディスクアレイ制御部 ５４ ホストブロック ６０ ハッシュテーブル ６２ ＬＲＵテーブル ６４ 空スペース管理テーブル

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁶ 識別記号 ＦＩ Ｇ０６Ｆ 3/06 ５４０ Ｇ０６Ｆ 3/06 ５４０

Claims (19)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】ディスクキャッシュ装置に於いて、 内蔵した記憶媒体に対しデータを読み書きする複数のデ
   ィスク装置（３０）を設けたディスクアレイ手段（２
   ８）と、 前記ディスクアレイ手段（２８）に格納されたデータの
   一部を記憶するキャッシュ記憶手段（４８）と、 キャッシュ登録内容を示すハッシュテーブル手段（６
   ０）および最新に使用されたキャッシュブロックを先頭
   位置とするように有効データを含むキャッシュブロック
   を登録純にリンクするＬＲＵテーブル手段（６２）に基
   づいて前記キャッシュ記憶手段（４８）の記憶状態を管
   理するキャッシュ管理手段（５０）と、 前記上位装置（１０）からリード要求を受けた際に前記
   キャッシュ管理手段（５０）を参照して該当データが存
   在する場合は前記キャッシュ記憶手段（４８）から読出
   して前記上位装置（１０）に転送し、該当データが存在
   しない場合は、前記ディスクアレイ手段（２８）からス
   テージングした後に前記上位装置（１０）に転送するリ
   ードキャッシュ制御手段（４６−１）と、 前記上位装置（１０）からライト要求を受けた際に、前
   記キャッシュ管理手段（５０）に管理情報を登録すると
   共に該管理情報に従って前記キャッシュ記憶手段（４
   ８）にデータを書込むライトキャッシュ制御手段（４６
   −２）と、 予め定めたライトバック条件が成立した際に、前記キャ
   ッシュ記憶手段（４８）から前記ディスクアレイ手段
   （２８）への記憶が済んでいないデータを抽出して書戻
   すライトバック制御手段（４５）と、 前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）および前記
   ライトキャッシュ制御手段（４６−２）による前記ディ
   スクアレイ手段（２８）のアクセス時に、予め設定され
   たディスクアレイの動作モードに従って１又は複数のデ
   ィスク装置（３０）のアクセスを制御するディスクアレ
   イ制御手段（５２）と、を備えたことを特徴とするディ
   スクキャッシュ装置。
2. 【請求項２】請求項１記載のディスクキャッシュ装置に
   於いて、前記ディスクアレイ手段（２８）は、並列的に
   配置された入出力ポートの各々にディスク装置（３０）
   を接続して１ランクを構成し、該ランク構成のディスク
   装置（３０）群を複数ランク設けたことを特徴とするデ
   ィスクキャッシュ装置。
3. 【請求項３】請求項２記載のディスクキャッシュ装置に
   於いて、前記ディスクアレイ制御手段（５２）は、ＲＡ
   ＩＤ０に対応した第１動作モードの設定時は、特定のラ
   ンクの中のディスク装置（３０）を前記上位装置（１
   ０）で扱う論理デバイスに１対１に割当て、個々のディ
   スク装置（３０）に読み書きを行うことを特徴とするデ
   ィスクキャッシュ装置。
4. 【請求項４】請求項２記載のディスクキャッシュ装置に
   於いて、前記ディスクアレイ制御手段（５２）は、ＲＡ
   ＩＤ１に対応した第２動作モードの設定時は、特定のラ
   ンクの中の２台のディスク装置（３０）を１組として前
   記上位装置（１０）で扱う論理デバイスに１対１に割当
   て、２つのディスク装置（３０）に同一データを書込む
   と共にいずれか一方のディスク装置（３０）からデータ
   を読出すことを特徴とするディスクキャッシュ装置。
5. 【請求項５】請求項２記載のディスクキャッシュ装置に
   於いて、前記ディスクアレイ制御手段（５２）は、ＲＡ
   ＩＤ３に対応した第３動作モードの設定時は、特定のラ
   ンクを構成するｎ台のディスク装置（３０）をデータ用
   とパリティ用とに固定的に割当て、書込要求時に、書込
   データをビット単位又はバイト単位に（ｎ−１）分割す
   ると共に分割単位ごとにパリティデータを計算し、前記
   （ｎ−１）分割したデータおよび前記パリティデータを
   前記ｎ台のディスク装置（３０）に並列的に書込むこと
   を特徴とするディスクキャッシュ装置。
6. 【請求項６】請求項２記載のディスクキャッシュ装置に
   於いて、前記ディスクアレイ制御手段（５２）は、ＲＡ
   ＩＤ５に対応した第４動作モードの設定時は、特定のラ
   ンクを構成するｎ台のディスク装置（３０）を１組とし
   てアクセスごとにパリティ位置が変化するように割当
   て、書込要求時に、書込データを少なくともディスク装
   置（３０）のセクタ単位に分割すると共に該書込データ
   の書込先ディスク装置（３０）およびパリティ用ディク
   ス装置から旧データおよび旧パリティデータを読出して
   新パリティを計算し、前記書込データ及び新パリティデ
   ータを前記書込先ディスク装置（３０）およびパリティ
   用ディクス装置に並列的に書込むことを特徴とするディ
   スクキャッシュ装置。
7. 【請求項７】請求項１記載のディスクキャッシュ装置に
   於いて、前記キャッシュ管理手段（５０）は、前記キャ
   ッシュ記憶手段（４８）の空き状態を管理する空スペー
   ス管理テーブル手段（６４）を備え、前記ライトキャッ
   シュ制御手段（４６−１）は前記上位装置（１０）に基
   づくキャッシュ書込処理の完了報告時に前記空スペース
   管理テーブル手段（６０）を参照して空スペースが予め
   定めた閾値以下の場合、ディスク書込済みのデータは無
   効化して前記キャッシュ記憶手段（４８）から削除し、
   且つディスク書込みが済んでいないデータは前記ライト
   バック制御手段（４５）による処理対象に組込むことを
   特徴とするディスクキャッシュ装置。
8. 【請求項８】請求項７記載のディスクキャッシュ装置に
   於いて、前記空スペース管理テーブル手段（６４）は、
   前記キャッシュ記憶手段（４８）上の連続するキャッシ
   ュブロックの空数をエントリとして先頭ブロックの位置
   情報を格納したことを特徴とするディスクキャッシュ装
   置。
9. 【請求項９】請求項１記載のディスクキャッシュ装置に
   於いて、前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）
   は、前記上位装置（１０）からの要求データが前記キャ
   ッシュ記憶手段（４８）の格納単位であるキャッシュブ
   ロック上に存在しない時、該キャッシュブロック上に存
   在する有効データの状態に応じて前記ディスクアレイ手
   段（２８）から新たなデータのステージングを行って連
   続する一つのデータ領域を生成することを特徴とするデ
   ィスクキャッシュ装置。
10. 【請求項１０】請求項９記載のディスクキャッシュ装置
    に於いて、前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）
    は、ステージング終了後に、前記要求データに続く有効
    データを前記ディスクアレイ手段（２８）から前記キャ
    ッシュブロック上にプリフェッチすることを特徴とする
    ディスクキャッシュ装置。
11. 【請求項１１】請求項１０記載のディスクキャッシュ装
    置に於いて、ＲＡＩＤ０に対応する第１動作モードの設
    定時又はＲＡＩＤ１に対応する第３動作モードの設定時
    に、前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）は、ス
    テージング終了後に前記要求データに続く予め設定した
    量の有効データを前記ディスクアレイ手段（２８）から
    プリフェッチすることを特徴とするディスクキャッシュ
    装置。
12. 【請求項１２】請求項１０記載のディスクキャッシュ装
    置に於いて、ＲＡＩＤ３に対応する第３動作モードの設
    定時又はＲＡＩＤ５に対応する第４動作モードの設定時
    に、前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）は、ス
    テージング終了後に前記要求データに続く前記キャッシ
    ュブロックの最後までの有効データを前記ディスクアレ
    イ手段（２８）からプリフェッチすることを特徴とする
    ディスクキャッシュ装置。
13. 【請求項１３】請求項１０記載のディスクキャッシュ装
    置に於いて、ＲＡＩＤ５に対応する第４動作モードの設
    定時に、前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）
    は、ステージング終了後に前記要求データを含むパリテ
    ィグループの最後までの有効データを前記ディスクアレ
    イ手段（２８）からプリフェッチすることを特徴とする
    ディスクキャッシュ装置。
14. 【請求項１４】請求項１記載のディスクキャッシュ装置
    に於いて、ＲＡＩＤ５に対応する第４動作モードの設定
    時に、前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）は、
    オプション指定により前記キャッシュ記憶手段（４８）
    にパリティデータを含めてステージングし、前記ライト
    バック手段（４５）は、前記オプション指定を判別した
    際に前記キャッシュ記憶手段（４８）のパリティデータ
    を用いて新たなパリティを計算することを特徴とするデ
    ィスクキャッシュ装置。
15. 【請求項１５】請求項１記載のディスクキャッシュ装置
    に於いて、前記リードキャッシュ制御手段（４６−１）
    は、前記上位装置（１０）から大量シーケンシャルデー
    タのリードが要求された場合、前記ＬＲＵテーブル手段
    （６２）の終端からの一定量となる既存のキャッシュブ
    ロックの一部を無効化すると共に、前記大量シーケンシ
    ャルデータを前記ＬＲＵテーブル手段（６２）の先頭に
    登録せずに終端側に登録することを特徴とするディスク
    キャッシュ装置。
16. 【請求項１６】請求項１記載のディスクキャッシュ装置
    に於いて、ＲＡＩＤ５に相当する第４動作モードの設定
    時に、前記ライトバック制御手段（４５）は、前記キャ
    ッシュブロックの中のライトバックの対象となった有効
    データをパリティグループ単位に抽出してパリティデー
    タを算出した後に、抽出した有効データおよびパリティ
    データを前記ディスクアレイ手段（２８）の複数のディ
    スク装置（３０）に並列的に書込むことを特徴とするデ
    ィスクキャッシュ装置。
17. 【請求項１７】請求項１記載のディスクキャッシュ装置
    に於いて、ＲＡＩＤ５に相当する第４動作モードの設定
    時に、前記ライトバック制御手段（４５）は、前記キャ
    ッシュブロックの中のライトバックの対象となった有効
    データのパリティグループに対する不足数が所定数以下
    の場合、該不足データを対応するディスク装置（３０）
    から読出した後にパリティグループ分の有効データおよ
    び計算したパリティデータを前記ディスクアレイ手段
    （２８）の複数のディスク装置（３０）に並列的に書込
    むことを特徴とするディスクキャッシュ装置。
18. 【請求項１８】請求項１６又は１７記載のディスクキャ
    ッシュ装置に於いて、前記ライトバック手段（４５）
    は、所定のライトバック条件が成立した際に、前記ＬＲ
    Ｕテーブル手段（６２）内の終端から所定数のキャッシ
    ュブロックをライトバック対象に組込むと共に、該対象
    範囲に含まれるキャッシュブロックをデータが連続する
    ように並び替えることを特徴とするディスクキャッシュ
    装置。
19. 【請求項１９】請求項１記載のディスクキャッシュ装置
    に於いて、更に、装置の使用中に前記上位装置（１０）
    からのアクセス要求で使用されるデータブロックサイズ
    を統計情報として収集し、該統計情報の平均値を次の装
    置立ち上げ時の前記キャッシュ記憶手段（４８）のキャ
    ッシュブロックサイズとして自動設定する統計処理手段
    を設けたことを特徴とするディスクキャッシュ装置。