JPS59108158A - デイスクリ−ド命令の処理方式 - Google Patents
デイスクリ−ド命令の処理方式Info
- Publication number
- JPS59108158A JPS59108158A JP57217102A JP21710282A JPS59108158A JP S59108158 A JPS59108158 A JP S59108158A JP 57217102 A JP57217102 A JP 57217102A JP 21710282 A JP21710282 A JP 21710282A JP S59108158 A JPS59108158 A JP S59108158A
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-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0864—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches using pseudo-associative means, e.g. set-associative or hashing
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- Engineering & Computer Science (AREA)
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- General Physics & Mathematics (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の技術分野〕
本発明は中央処理装置がディスクコントローラを介して
ディスク装置に接続されているデジタル情報処理システ
ム等で、中央処理装置のリード命令でディスクコントロ
ーラがディスク内のファイルから指定のレコードを読み
込む際の処理方式に関する。
ディスク装置に接続されているデジタル情報処理システ
ム等で、中央処理装置のリード命令でディスクコントロ
ーラがディスク内のファイルから指定のレコードを読み
込む際の処理方式に関する。
従来、ディスク内のファイルからフローｒを読み込む場
合、中央処理装置（ＣＰＵと称する）はフローｒ毎にフ
ァイル内の位置を指定して、リード（ＲＥＡＤ）命令を
ディスクコントローラに与エロ。ディスクコントローラ
ではり−ｒ命令を受取る毎にディスクに対してディスク
Ｉ１０を行なう。例えば、ディスクに保持されたフロー
Ｐをフローｒの一部をキーとして、このキーの昇順、あ
るいは降順にフローＦをソートする場合、先ずソートの
対象となるキーをソートシ、ソートされた順番にそのキ
ーを含むレコードを読み込んで出力ファイルに書込み、
ディスク内のファイルかう指定のフローｒを読み込む処
理を行なっていた。
合、中央処理装置（ＣＰＵと称する）はフローｒ毎にフ
ァイル内の位置を指定して、リード（ＲＥＡＤ）命令を
ディスクコントローラに与エロ。ディスクコントローラ
ではり−ｒ命令を受取る毎にディスクに対してディスク
Ｉ１０を行なう。例えば、ディスクに保持されたフロー
Ｐをフローｒの一部をキーとして、このキーの昇順、あ
るいは降順にフローＦをソートする場合、先ずソートの
対象となるキーをソートシ、ソートされた順番にそのキ
ーを含むレコードを読み込んで出力ファイルに書込み、
ディスク内のファイルかう指定のフローｒを読み込む処
理を行なっていた。
ところで、上記のような従来の方式では、ランダムにリ
ード要求されるフローｒをその都度ディスクから読み込
んでいるため、例えば、１ｏｏＯ件のフローＰがあると
１０００回のディスク■１０が行なわれ、ディスク内の
ファイルかう指定のレコ−Ｙを読み込む処理時間のほと
んどがこれに費やされるという欠点があった。
ード要求されるフローｒをその都度ディスクから読み込
んでいるため、例えば、１ｏｏＯ件のフローＰがあると
１０００回のディスク■１０が行なわれ、ディスク内の
ファイルかう指定のレコ−Ｙを読み込む処理時間のほと
んどがこれに費やされるという欠点があった。
本発明の目的は、上記の欠点に鑑み、ディスク内のファ
イルから指定のフローＰを高速で読み込むことができる
ディスクリート命令の処理方式を提供することにある。
イルから指定のフローＰを高速で読み込むことができる
ディスクリート命令の処理方式を提供することにある。
本発明は、ディスク装置にディスクコントローラを介し
てＣＰＵを接続してなるシステムにおいて、ディスクコ
ントローラにキャツシニノ２ツファとディレクトリテー
ブルとを設け、ＣＰＵからの（キャッジ−）リーｒ命令
”ｉディスクコントローラが受取ると、キャツシニパッ
ファ内に指定されたレコードがあるかどうかディレクト
リテーブルを走査し、存在しない場合は指定されたフロ
ー１を含む連続したレコード群をディスク内のファイル
カラキャッシュバッファに読み込み、再ヒキャツシーパ
ツファ内に指定されたフローｒがあるかどうかディレク
トリテーブルを走査し、あった場合はこの指定されたレ
コードのキャッジ瓢バッファ内アＰレスを算出して該当
フローＦを読出してＣＰＵに送出するディスクキャッシ
ュ制御命令の処理方式を採ると共に、上記ディスクコン
トローラの制御をファームウェア化することによυ、上
記目的を達成する。
てＣＰＵを接続してなるシステムにおいて、ディスクコ
ントローラにキャツシニノ２ツファとディレクトリテー
ブルとを設け、ＣＰＵからの（キャッジ−）リーｒ命令
”ｉディスクコントローラが受取ると、キャツシニパッ
ファ内に指定されたレコードがあるかどうかディレクト
リテーブルを走査し、存在しない場合は指定されたフロ
ー１を含む連続したレコード群をディスク内のファイル
カラキャッシュバッファに読み込み、再ヒキャツシーパ
ツファ内に指定されたフローｒがあるかどうかディレク
トリテーブルを走査し、あった場合はこの指定されたレ
コードのキャッジ瓢バッファ内アＰレスを算出して該当
フローＦを読出してＣＰＵに送出するディスクキャッシ
ュ制御命令の処理方式を採ると共に、上記ディスクコン
トローラの制御をファームウェア化することによυ、上
記目的を達成する。
以下本発明の一実施例を図面に従って説明する。
第１図は本発明のディスクリート命令の処理方式におい
て使用されるディスクキャッジ−制御装置の一実施例を
示した構成図である。ＣＰＵＩがディスクを制御するデ
ィスクコントローラ（ＭＰＣ）２を介してディスクキャ
ッシュの対象となるファイルを有する複数台のディスク
装置３に接続されている。
て使用されるディスクキャッジ−制御装置の一実施例を
示した構成図である。ＣＰＵＩがディスクを制御するデ
ィスクコントローラ（ＭＰＣ）２を介してディスクキャ
ッシュの対象となるファイルを有する複数台のディスク
装置３に接続されている。
第２図は上記ディスクコントローラ２内の構成を示す模
式図である。即ち、ディスクコントローラ２のメモリ内
はフローＰ制御ビットマツプテーブル（ビットマツプテ
ーブルと称す）２１、キャッシュディレクトリテーブル
（ディレクトリテーブルと称ｆ）２２及びディスクフロ
ーｒキャツシュノ２ツファ（キャソシネノζソファと称
す）２３を有シている。フローＰ制御ビットマツプテー
ブル２１ Ｖｉ、リ−ｒすべき入力ファイルのフローＰ
位置と物理的に対応してフロー１２の生死をビットのオ
ン／オフで表わす機能を有する。
式図である。即ち、ディスクコントローラ２のメモリ内
はフローＰ制御ビットマツプテーブル（ビットマツプテ
ーブルと称す）２１、キャッシュディレクトリテーブル
（ディレクトリテーブルと称ｆ）２２及びディスクフロ
ーｒキャツシュノ２ツファ（キャソシネノζソファと称
す）２３を有シている。フローＰ制御ビットマツプテー
ブル２１ Ｖｉ、リ−ｒすべき入力ファイルのフローＰ
位置と物理的に対応してフロー１２の生死をビットのオ
ン／オフで表わす機能を有する。
ディスクレコードキャッシュノマツファ２３Ｕ、入力レ
コードが読み込寸れるとこれを格納する機能を有し、ギ
ヤラン−ディレクトリテーブル２２は キャッシュツマ
ソファ２３内の格納フローｒと対応１．てフローＰのフ
ァイル内の位置を表わすブロック番号とブロック内のオ
フセット情報をｌする機能がある。
コードが読み込寸れるとこれを格納する機能を有し、ギ
ヤラン−ディレクトリテーブル２２は キャッシュツマ
ソファ２３内の格納フローｒと対応１．てフローＰのフ
ァイル内の位置を表わすブロック番号とブロック内のオ
フセット情報をｌする機能がある。
次に本実施例の動作について説明する。第１図（７）Ｃ
ＰＵＩからディスクコントローラ２に対し先ずキャッシ
ュイニシエイト命令が出されると、ディスクコントロー
ラ２はｉ３１］のフローチャートに示すように、ステッ
プ３０１で対象となるファイルのフローｒ全てについて
第２図のビットマツプテーブル２１の対応するビットを
オンにし、次にステップ３０２にてディレクトリテーブ
ル２２を初期化する。
ＰＵＩからディスクコントローラ２に対し先ずキャッシ
ュイニシエイト命令が出されると、ディスクコントロー
ラ２はｉ３１］のフローチャートに示すように、ステッ
プ３０１で対象となるファイルのフローｒ全てについて
第２図のビットマツプテーブル２１の対応するビットを
オンにし、次にステップ３０２にてディレクトリテーブ
ル２２を初期化する。
次にＣＰＵＩはディスクコントローラ２にキャツシーリ
−Ｙ（ＲＥＡＤ命令）命令を出力する。
−Ｙ（ＲＥＡＤ命令）命令を出力する。
するとディスクコントローラ２は第４図に示すフローチ
ャートに示す如くステップ４０１で指定のレフ−２位置
を示すブロック番号とオフセット値をＣＰＵＩから受け
とる。次にステップ４０２で前記ブロック番号とオフセ
ット値に基づいてディレクトリテーブル２２に該当のレ
コードが登録されているかどうかを調べ、もし登録され
ていれば（ヒツトすれば）ステップ４０３にてディレク
トリのエントリ番号から当該フローｒが登録されている
キャッシュノマツファのアＰレスヲ算出し、ステップ４
０４にてこのアドレスに基づいて該当のレコードをキャ
ッシュ／マッファから読み出してこれをＣＰＵ１へ送る
。次にステップ４０５にてディレクトリテーブル２２か
ら当該フローｒ情報を削除し、ステップ４０６にて当該
フローｒに対応するフローＰ制御ビットマツプテーブル
２１のビットをオフにする。もし、ステップ４０２にて
該当フローｒがヒツトをしなかった場合は、キャッジ−
バッファ２３がおいている数だけステップ４０７にて指
定されたレコードを含む連続したレコード群をディスク
装置３のファイルからキャッシュバッファ内に読み込み
、ステップ４０８にてそれらをディレクトリテーブルに
登録してこのディレクトリテーブルを更新し、その後ス
テップ４０２によってディレクトリテーブル２２の走査
（ザーチ）を再び行なう。
ャートに示す如くステップ４０１で指定のレフ−２位置
を示すブロック番号とオフセット値をＣＰＵＩから受け
とる。次にステップ４０２で前記ブロック番号とオフセ
ット値に基づいてディレクトリテーブル２２に該当のレ
コードが登録されているかどうかを調べ、もし登録され
ていれば（ヒツトすれば）ステップ４０３にてディレク
トリのエントリ番号から当該フローｒが登録されている
キャッシュノマツファのアＰレスヲ算出し、ステップ４
０４にてこのアドレスに基づいて該当のレコードをキャ
ッシュ／マッファから読み出してこれをＣＰＵ１へ送る
。次にステップ４０５にてディレクトリテーブル２２か
ら当該フローｒ情報を削除し、ステップ４０６にて当該
フローｒに対応するフローＰ制御ビットマツプテーブル
２１のビットをオフにする。もし、ステップ４０２にて
該当フローｒがヒツトをしなかった場合は、キャッジ−
バッファ２３がおいている数だけステップ４０７にて指
定されたレコードを含む連続したレコード群をディスク
装置３のファイルからキャッシュバッファ内に読み込み
、ステップ４０８にてそれらをディレクトリテーブルに
登録してこのディレクトリテーブルを更新し、その後ス
テップ４０２によってディレクトリテーブル２２の走査
（ザーチ）を再び行なう。
次にディスクキャッシュバッファ制御アルザリズムを説
明する。キャッジ瓢バッファ２３内の格納レコードとデ
ィレクトリテーブル２２内のフローｒ登録情報（エント
リ情報）は常に上から間に空きがないようにコン・ぐク
トされている。即ち、Ｌ／ フ−ｆ’ カヒットしその
レコードがキャッシュバッファ２３内に不要となると、
第４図のステップ４０９にてキャッシュバッファ２３中
、最下位に位置するフローＰイメージが新しく空きとな
った（ヒノトフローｒが削除された後）ノζソファへ挿
入される。このような制御にょカキャッシーノ々ツフア
２３内の空きエリアも常に連続して存在することになり
、次に新しいフローＰをキャツシュノ々ツファ２３内に
読み込む必要が生じた場合に、ノ々ツファ内を整理する
ことなくすぐに複数のレコードをディスク装置３から読
み込むことができる。次にステップ４１０でディレクト
リテーブル２２０更新を行なう。なお、ディスク装置３
内の要求レコードを含むブロックをディスクコントロー
ラ２が読み込むためのキャッジ昆バッファ２３内の空き
バッファが不足している場合はキャツシーノζツファ２
３の１番下に登録されているフローＰから必要な数だけ
削除して必要なフローｒを読み込む。
明する。キャッジ瓢バッファ２３内の格納レコードとデ
ィレクトリテーブル２２内のフローｒ登録情報（エント
リ情報）は常に上から間に空きがないようにコン・ぐク
トされている。即ち、Ｌ／ フ−ｆ’ カヒットしその
レコードがキャッシュバッファ２３内に不要となると、
第４図のステップ４０９にてキャッシュバッファ２３中
、最下位に位置するフローＰイメージが新しく空きとな
った（ヒノトフローｒが削除された後）ノζソファへ挿
入される。このような制御にょカキャッシーノ々ツフア
２３内の空きエリアも常に連続して存在することになり
、次に新しいフローＰをキャツシュノ々ツファ２３内に
読み込む必要が生じた場合に、ノ々ツファ内を整理する
ことなくすぐに複数のレコードをディスク装置３から読
み込むことができる。次にステップ４１０でディレクト
リテーブル２２０更新を行なう。なお、ディスク装置３
内の要求レコードを含むブロックをディスクコントロー
ラ２が読み込むためのキャッジ昆バッファ２３内の空き
バッファが不足している場合はキャツシーノζツファ２
３の１番下に登録されているフローＰから必要な数だけ
削除して必要なフローｒを読み込む。
これはキャッシュバッファ２３内に登録されているレコ
ードは必らずいつかヒツトし、しかも、こレハキャツシ
ュノ々ツファ２３に読ミ込マレタフローｒの順番とは全
く無関係であるからである。
ードは必らずいつかヒツトし、しかも、こレハキャツシ
ュノ々ツファ２３に読ミ込マレタフローｒの順番とは全
く無関係であるからである。
本実施例によれば、ディスクコントローラ２Ｖｉ、ＣＰ
Ｕ１からキャッジユリ−ｒ命令を受は取ると、ディスク
コントローラ２内のキャッシュ／マッファ２３内に該当
のレコードが登録されているか否かをディレクトリテー
ブル２２を走査する。そして、そのフローｒが登録され
ていれば該当フローＰが存在スるキャッシュバッファ２
３のアドレスを算出して該当レコードを読み出しＣＰＵ
Ｉへ送出する。該当のフローｒが登録されていない場合
は、該当フローｒを含む連続したレコード群をディスク
装置３からキャツシエノ々ツファ２３内に読み込み、再
びキャッシュディレクトリテーブル２２を走査するとい
う処理を行なう。従って、キャッシュバッファ２３の容
量を犬きくすればする程該当フローｒのヒツト確率が犬
きくなり、ディスクＩ１０の回数を減らすことができる
。また、ディレクトリテーブル２２にて指定されたフロ
ーＰを容易に走査し得る構成となっているため、無駄時
間がなく指定のレコードを高速で読み込むことができる
。またキャッシュノマツファ制御ルーチンヲティスクコ
ントローラ２内でファームウェア化しているためＣＰＵ
Ｉの負荷を軽減することができる。
Ｕ１からキャッジユリ−ｒ命令を受は取ると、ディスク
コントローラ２内のキャッシュ／マッファ２３内に該当
のレコードが登録されているか否かをディレクトリテー
ブル２２を走査する。そして、そのフローｒが登録され
ていれば該当フローＰが存在スるキャッシュバッファ２
３のアドレスを算出して該当レコードを読み出しＣＰＵ
Ｉへ送出する。該当のフローｒが登録されていない場合
は、該当フローｒを含む連続したレコード群をディスク
装置３からキャツシエノ々ツファ２３内に読み込み、再
びキャッシュディレクトリテーブル２２を走査するとい
う処理を行なう。従って、キャッシュバッファ２３の容
量を犬きくすればする程該当フローｒのヒツト確率が犬
きくなり、ディスクＩ１０の回数を減らすことができる
。また、ディレクトリテーブル２２にて指定されたフロ
ーＰを容易に走査し得る構成となっているため、無駄時
間がなく指定のレコードを高速で読み込むことができる
。またキャッシュノマツファ制御ルーチンヲティスクコ
ントローラ２内でファームウェア化しているためＣＰＵ
Ｉの負荷を軽減することができる。
又、ビットマツプテーブル２１を設けたことにより、レ
コードの生死をビットマツプに反映させることができ、
キャッジ−バッファ２３に読み込むフローｒ数を最適化
することができる。
コードの生死をビットマツプに反映させることができ、
キャッジ−バッファ２３に読み込むフローｒ数を最適化
することができる。
なお、上記実施例で１ｉデイスク装置３とし−Ｃ磁気デ
ィスク装置を例にとって述べてきたが、他のランダムア
クセス装置のコントローラにも本発明を適用して同様の
効果を得ることができる。また、キャツシュノζツファ
制御ルーチンヲティスクコントローラ２内でファームウ
ェア化できない場合はソフトウェアで実現しても同様の
効果を期待することができる。
ィスク装置を例にとって述べてきたが、他のランダムア
クセス装置のコントローラにも本発明を適用して同様の
効果を得ることができる。また、キャツシュノζツファ
制御ルーチンヲティスクコントローラ２内でファームウ
ェア化できない場合はソフトウェアで実現しても同様の
効果を期待することができる。
以上記述した如く本発明のディスクリｌ：′命令の処理
方式によれば、ディスクコントローラがＣＰＵからキャ
ツシーリーＰ命令を受取るとディスクコントローラはそ
の指定フローＰを含む連続した複数のフローｌ′をディ
スクコントローラ内のキャツシュノ々ツファに読み込ん
でおきこのバッファを効率良く制御することにより、指
定のレコードを高速で読み込む効果がある。
方式によれば、ディスクコントローラがＣＰＵからキャ
ツシーリーＰ命令を受取るとディスクコントローラはそ
の指定フローＰを含む連続した複数のフローｌ′をディ
スクコントローラ内のキャツシュノ々ツファに読み込ん
でおきこのバッファを効率良く制御することにより、指
定のレコードを高速で読み込む効果がある。
第１図は本発明のディスクリ−Ｐ命令の処理方式を適用
したシステムの一実施例を示した掃成図、第２図は本実
施例のディスクコントローラの構成を示した模式図、第
３図及び第４図は本実施例のディスクコントローラの動
作チャート図である。 ｌ・・・ＣＰＵ、２・・・ディスクコントローラ（ＭＰ
Ｃ）、３・・・ディスク装置、２１・・・レコード制御
ビットマツプテーブル、２２・°・ヤヤソシュディレク
トリテーブル、２３・・・ディスクレコードキャッシュ
バッファ。 代理人 弁理士 則 近 憲 佑（ほか１名）
したシステムの一実施例を示した掃成図、第２図は本実
施例のディスクコントローラの構成を示した模式図、第
３図及び第４図は本実施例のディスクコントローラの動
作チャート図である。 ｌ・・・ＣＰＵ、２・・・ディスクコントローラ（ＭＰ
Ｃ）、３・・・ディスク装置、２１・・・レコード制御
ビットマツプテーブル、２２・°・ヤヤソシュディレク
トリテーブル、２３・・・ディスクレコードキャッシュ
バッファ。 代理人 弁理士 則 近 憲 佑（ほか１名）
Claims (2)
- （１）ＣＰＵからのり−Ｐ命令をディスクコントローラ
が受けるとディスクコントローラはディスクＩ１０を行
なってディスク装置内に格納されているファイルから指
定のレコーｒを読み込む構成のシステムにおいて、ディ
スクコントローラのメモリ内に、指定されたレコーＰを
含む連続した複数のレコーＰをディスク装置から読み込
んで格納するキャッシュバッファと、キャッシュバッフ
ァにイ各納されているレコードを登録するディレクトリ
テーブルとを設け、リード命令によりディスクコントロ
ーラはディレクトリテーブルを走査して指定のレコード
が登録されているがどうかを調べ、登録されている場合
はキャッシュノζツファに格納されている当該レコーｒ
のアドレスに基づいて当該レコーｒを読み出してＣＰＵ
に送出し、登録されていない場合は指定のレコードを含
む連続したレコード群をディスク装置のファイルからキ
ャッシュバッファに読み込むと共にこれらレコードの登
録をディレクトリテーブルに行ない、再び指定のレコー
ｒが登録されているかどうかディレクトリテーブルを走
査することを特徴とするディスクリ−ｒ命令の処理方式
。 - （２） ７’イスクコントローラ内に、キャッシュバ
ッファに記憶されているレコードと対応してレコーｒの
生死をビットのオン、オフで表わすレコード制御ビット
マツプテーブルを設けたことを特徴とする特許請求の範
囲第１項記載のディスクリ−Ｐ命令の処理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57217102A JPS59108158A (ja) | 1982-12-13 | 1982-12-13 | デイスクリ−ド命令の処理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57217102A JPS59108158A (ja) | 1982-12-13 | 1982-12-13 | デイスクリ−ド命令の処理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS59108158A true JPS59108158A (ja) | 1984-06-22 |
Family
ID=16698874
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP57217102A Pending JPS59108158A (ja) | 1982-12-13 | 1982-12-13 | デイスクリ−ド命令の処理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS59108158A (ja) |
-
1982
- 1982-12-13 JP JP57217102A patent/JPS59108158A/ja active Pending
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