JPS60114947A

JPS60114947A - デイスクキヤツシユ装置

Info

Publication number: JPS60114947A
Application number: JP58220577A
Authority: JP
Inventors: Koji Masui; 晃二桝井; Masayuki Tanji; 雅行丹治
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1983-11-25
Filing date: 1983-11-25
Publication date: 1985-06-21

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。

Description

【発明の詳細な説明】〔発明の利用分野〕本発明は、中央処理装置から１台の磁気ディスク装置に
書き込んだデータと全く同じデータをバックアップ用の
別の磁気ディスク装置にも書き込む二重書き機能を有し
たディスクキャッシュ装置に関するものである。

〔発明の背景〕

磁気ディスク装置の障害は計算機システムの運用に重大
な影響を与えるので、バックアップ用の磁気ディスク装
置を設けて、主磁気ディスク装置に書込んだのと同じデ
ータをこのバックアップ用装置に常に書込んでおき、主
磁気ディスク故障時に直ちにそのバックアップを行うと
いう方法が用いられる。この場合、複数の磁気ディスク
装置への同一データのオンラインでの書込みは二重書き
と呼ばれるが、その二重書きの従来方法を第１図及び第
２図にて説明する。まず第１図では、磁気ディスク装置
１０Ａ及び磁気ディスク装置１０Ｂは互いに同期して動
作するように作られておシ、従ってディスクアクセスの
際の回転待ちやヘッドのシーク待ち時間等は全く等しく
、同一のタイミングでデータのリード／ライトを行なう
ことが可能である。この様に完全に同期化された磁気デ
ィスク装置を持つシステムに於ては、データの二重書き
の方法は、ディスクキャッシュ装置２と磁気ディスク装
置１０Ａ及びＩＯＢを共通の接続線にて接続し、中央処
理装置（以下ＣＰＵと記す）１からは１回のアクセスで
両方の磁気ディスク装置に同時にデータを書き込むこと
が可能である。従ってＣＰＵ１からは２台の磁気ディス
ク装置が接続されていることを意識する必要なく二重書
きが可能であシ、また、二重書きに要する時間も、１台
の磁気ディスク装置に書き込む時間のみで可能である。

しかし、２台の磁気ディスク装置を全く同期化して動作
させるのは、素子のばらつき等のために技術的に非常に
難しく、また特殊な磁気ディスク装置を必要とする為、
通常第２図に示すシス夢ム構成を用いて二重書きは実現
されている。

第２図に於て、ＣＰＵＩには異なる装置アドレスを持つ
２台の磁気ディスク装置１２Ａ、１２Ｂが接続されてお
シ、それぞれの磁気ディスク装置へのアクセスは、対応
する装置アドレスを指定して個別に行なう。本システム
に於て二重書きを行なう場合には、まずＣＰＵＩがディ
スクキャッシュ装置３人に書き込み指令及びデータを転
送すると、ディスクキャッシュ装［３Ａは磁気ディスク
装置１２Ａにデータを書き込む。続いてＣＰＵＩはディ
スクキャッシュ装置１ｔ３Ｂに前記書き込み指令及びデ
ータを再び転送する。するとディスクキャッシュ装置３
Ｂは磁気ディスク装置１２Ｂにデータを書き込み、二重
書きが完了する。本方式により二重書きを行なう場合、
第１図のシステムを用いた場合の様な技術的難しさはな
いが、ＣＰＵＩは書き込み指令及びデータを２回送らな
ければならず、また二重書きに要する時間も１台の書き
込みに要する時間の２倍の時間が必要となる。従って、
ＣＰＵ１上で実行されるソフトウェアは、常に二重書き
を意識しなければならず、また、電源異常等により２台
の磁気ディスク装置上のデータに不一致が生じない様に
する為、２台の磁気ディスク装置にデータを書き終わる
まで次の処理に移行することができず、１台の磁気ディ
スク装置のみに書き込む場合に比べて処理性が低下する
。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、ソフトウェア上は何ら意識することな
くデータの二重書きが可能で、かつ、二重１きに要する
時間も、１台の磁気ディスク装置に書き込む場合と大差
ない時間で二重書きが可能なディスクキャツンユ装置を
提供することにある。

〔発明の概要〕

上記の目的を達成する為に、本発明の装置に於てはＣＰ
Ｕから磁気ディスク装置へ書込むだめのデータを一時格
納するキャッシュメモリの分割された各領域にまだ磁気
ディスク装置へ書き込まれていないデータが存在するか
どうかを示すフラグを上記キャッシュメモリを管理する
だめのディレクトリに設け、本フラグがセットされてい
るキャッシュメモリのデータは内蔵するダイレクトメモ
リアクセスコントローラの制御により入出力インタフェ
ースを経由して複数の磁気ディスク装置に非同期に転送
することで、ソフトウェア上は何ら意識することなくデ
ータの二重書きを行ない、また、ＣＰＵからのデータ書
き込み時に前記フラグが全部セットされていた場合には
、分割されたキャッシュメモリ領域のうちどれかのデー
タを磁気ディスク装置に書き終わシ、対応するフラグが
すセットされるまでＣＰＵからのデータ転送を待たせ、
フラグがリセットされた後ＣＰＵからキャッシュメモリ
へのデータ転送を行なう様にして、磁気ディスク装置に
書込みが終了していない部分のデータが変更されること
を防止したことを特徴とするものである。

〔発明の実施例〕

以下に本発明の一実施例を示す。第３図は本発明による
ディスクキャッシュ装置を適用した計算機システムの構
成例である。本システムはＡＣＰＵｌ、ディスクキュツ
シュ装置５及び前記ディスクキャッシュ装置５に接続さ
れる２台の磁気ディスク装置１３Ａ、１３Ｂにより構成
される。

正常時にはＣＰＵＩからは、主系の磁気ディスク装置１
３Ａに対してデータのリード／ライトが行なわれるが書
込み時には本発明の装置５によシ磁気ディスク装置１３
Ｂへも書込みが行われる。磁気ディスク装置１３Ａにヘ
ッドクラッシュやドライブモータの故障等の異常が発生
した場合にはディスクキャッシュ装置５は、以後のＣＰ
ＵＩからのり−ド／ライトアクセスは磁気ディスク装置
１３８に応して行なう様に切シ替え、ＣＰＵＩに対して
は主系の磁気ディスク装置１３Ａがダウンしたことを報
告する。また、本システムに於ける磁気ディスク装置の
アクセス手順は、まず、ＣＰＵＩがリード／ライトを指
示するファンクション及びアクセスするデータの磁気デ
ィスク装置上のアクセスアドレスからなるコマンドをデ
ィスクキャッシュ装置５に転送し、その後、ファンクシ
ョンに従ってリード又はライトのデータ転送をディスク
キャッシュ装置５が行ない、最後に、データ転送が正常
に終了したかどうかをＣＰＵＩに連絡する為に終了情報
をディスクキャッシュ装置５がＣＰＵＩに送出すること
で１回のディスクアクセスは終了する。そして１回のデ
ータ転送量はｌセクタ（５１２）バイト固定長である。

本発明をディスクキャッシュ装置５の実施例を第４図に
示す。第４図に於てディスクキャッシュ装置５は、装置
全体の制御を行なうコントローラ１００．１００個のブ
ロックに分割されたキャッシュメモリ６０、主系の磁気
ディスク１３Ａを接続する為の人出力インタフェース９
Ａ１バックアップ系の磁気ディスク装置１３Ｂを接続す
る為の人出力インタフェース９Ｂ、及びキャッシュメモ
リ６０を管理する為のディレクトリ８０によシ構成され
る。また、ＣＰＵ１とディスクキャッシュ装置５、及び
ディスクキャッシュ装置５と磁気ディスク装置１３Ａ、
１３Ｂは、ＣＯＩ’ＪＴ］”ＬＯＬ　２０゜２１、ＲＥ
Ｑ３０，３１，３２、ＡＣＫ４０゜４１．４２及びＤＡ
ＴＡ５０の各信号線で接続され、これら信号線の意味及
びタイミングは従来と同じである。即ち、Ｃ０ＮＴＲ０
Ｌ信号は装置が正常かどうか、ビジーかレディか等を表
わし、几ＥＱ信号はデータの転送要求を、ＡＣＫ信号は
それに対する応答を表わすものである。

第５図は、第４図のコントローラ１００の構成を示すも
ので、マイクロプロセッサ（以下ＭＰＵと略す）１１０
、ＭＰＵｌｌ０の動作プログラムを格納したＲＯＭ１３
０．ＭＰＵｌｌ０のワーク用及びＣＰＵＩよシのコマン
ドを保存するＲＡＭ１３５、ＭＰＵ１’ｌＯの動作やＣ
ＰＵＩ、磁気ディスク装置１３Ａ、１３Ｂとのインタフ
ェースの制御を行なうコントロール回路１２０、及びキ
ャッシュメモリ６０をＭＰＵｌｌ０の介在なしにアクセ
スすることのできるダイレクトメモリアクセスコン゛）
ローラ（以下ＤＭＡＣと略す）１４０によシ構成される
。このうち、本発明の特徴とする処理は主にＭＰＵｌｌ
０のプログラムとコントロール回路１２０に附加された
第６図の回路（他の部分は従来と同じなのでその提示は
省略し、必要な機能のみ以下で説明する）によって行わ
れる。

またディレクトリ８０は第７図に示す構成を持ち、ディ
レクトリ８０とキャッシュメモリ６０との対応は、ディ
レクトリ８０の先頭の３語がブロック１に関する情報を
、次の３語がブロック２に関する情報を、という具合に
ディレクトリ８０の３語ずつがキャッシュメモリ６０の
ブロック（８セクタ）に順次対応している。そして１ブ
ロツク毎のディレクトリ８０の３語はブロックに格納さ
れているデータが磁気ディスク装置上のどのセクタアド
レスのものかを示ずセクタアドレス８１、ブロックがい
つアクセスされたかを示すポインタ８２、及びブロック
に格納されているデータを磁気ディスク装置に書き込ん
だかどうかを示すバッファビジーフラグ８３によシ構成
される。ここでセクタアドレス８１及びポインタ８２は
従来と同じであって、ポインタ８２は最も古くアクセス
されたブロックから順に１．２．３・・・と数字で表わ
され、最も古くアクセスされたブロックのデータを追い
出して、そのブロックに新しいデータを格納するという
ＬＰＵアルゴリズムによるブロックの置き換え動作（以
下ＬＲＵ動作と略す）を行なう為のものであり、また、
バッファビジーフラグ８３は、本装置ではＣＰＵＩから
ブロックにデータの書き込みが終了した時に′″１”に
セットされ、該ブロックのデータを２台の磁気ディスク
装置に書き終えた時に０”にリセットされる。

以上のようなディスクキャッシュ装置５の二重書きの動
作を以下に述べる。第８図はその動作フローチャートで
’ａｏＭ１３０のプログラムに従つてＭＰＵ１１０によ
り実行される。まず、ＣＰＵ１から書き込みコマンドが
発行されるとディスクキャッシュ装置５は、ＭＰＵｌｌ
０の制御にょシ該コマンドをＲＡＭ１３５に格納する（
ステップ２００）。この時のコマンドはデータ信号線５
０を介して第５図のＭＰＵｌｌ０に入力され、がっこの
入力がコマンドであることはコントロール線２０上の信
号によシコントロール回路１２０を介してＭＰＵｌｌ０
に知らされる。次にＭ　Ｐ　Ｕ　１１０はディレクトリ
アドレス線７２によってディレクトリ８０内のセクタア
ドレス８１を順次読み出し、今格納したコマンド中のセ
クタアドレスと一致するものがあるか否かを調べること
によシ、当該セクタアドレスへ書込むべきデータがキャ
ッシュメモリ６０中に存在するかどうかを調べる（ステ
ップ２１０，２２０）。この結果データがキャッシュメ
モリ８０上に存在しなかった場合（これをミスヒツトと
称する）はステップ２３０でディレクトリ８０中のボイ
／りをステップ２１０と同様にディレクトリアドレス線
７２によって順次調べ、最も古くアクセスされたブロッ
ク、すなわちポインタの値が１であるブロック（第７図
ではブロック１）をさがし、続いてステップ２４０で該
ブロックのバッファビジーフラグ８３が′″Ｏ″かどう
か、すなわち該ブロックに格納されているデータが既に
磁気ディスク装置に書き込まれているかどうかを調べる
。もし、該バッファビジーフラグ８３が１”であればス
テップ２５０で次に古くアクセスされたブロックのバッ
ファビジーフラグ８３を取シ出し、これが１０″かどう
か判定する。

もし、ここでもバッファビジーフラグ８３が１１”であ
った場合には、次々と古くアクセスされた順にバッファ
ビジーフラグ８３が１０＃であるブロックがみつかるま
でさがす。ここで全ブロックについて調べ終わってもバ
ッファビジーフラグ８３が“Ｏ”であるブロックがみつ
からなかった場合は、再び最も古くアクセスされたブロ
ックから調べてゆき、フラグの判定中にブロックの書き
込みが終了してバッファビジーフラグ８３が６０“にリ
セットされたブロックが見つかるまでこの動作を繰り返
す。一方、この間ＣＰＵＩとの間のデータ転送は待たさ
れている。こうしてバッファビジー７ラグ８３が１０”
であるブロックが見つかると、ステップ６０以後でＤＭ
ＡＣ１４０によるＣＰＵＩとのデータ転送制御が行われ
る。即ちＭＰＵｌｌ０はフラグ８３がＩＯ″′のブロッ
クの先頭アドレスやＲ／Ｗ指定等の情報をアトＶスバス
７０とコントロールバス７３を介してＤＭＡＣ１４０の
チャネルＣＨＯにセットし、続いてステップ２７０でコ
ントロールバス７３を介してコントロール回路１２０内
の第６図に示したオアゲートＧ１の人カフ３１をオンと
し、これによってＣＰＵＩへＲＥ　Ｑ信号３０を出力す
る。ＣＰＵＩはこの信号３０を受取シデータ転送の準備
ができるとＡＣＫ信号４０をコントロール回路へ送シ、
これは第６図に示すようにＤＭＡＣ１４０のＲＥＱＯ人
力となる。ＤＭＡＣ１４０は第４図のゲート１１をオン
とし、コントロール線２１を介して、また第５図のゲー
ト１２をオンとしてアドレス線７１を介して、ステップ
２６０でセットされｆｃＲ／Ｗ指定及びアクセスするキ
ャッシュメモリ８０上のブロックアトメスを指定し、Ｃ
ＰＵＩかもデータバス５０を介しての転送データの書き
込みを行なわせる。アクセスは一定データ長（１セクタ
ンであるのでその所要時間はほぼ一定である。従ってそ
のアクセス完了ニ十分な時間がＲＢＱＯ信号オンから経
過した時点でＤＭＡＣ１４０はＡＣＫＯ信号を出力し、
これは第６図に示すようにＣＰＵ１へＲＥＱ信号３０と
して報告されてデータ転送終了が確認され、ＡＣＫ信号
４０によってＲＥ　Ｑ　Ｏ信号がオフとされ、ＣＰＵＩ
とキャッシュメモリ６０とのデータ転送が終了する。一
方、第８図のステップ２２０でデータがキャッシュメモ
リ６０上に存在した場合（これをヒツトと称する）、該
ブロックのバッファビジーフラグが＠０”であるかどう
か調べ（ステップ２３５　）、もし該バッファビジーフ
ラグが１１″であった場合には、前記と同様に磁気ディ
スク装置へのデータ書き込みが終了して、バッファビジ
ーフラグが０″となるまで待ち、その後ステップ２６０
に移ってＤＭＡＣ１４０のチャネルＣＨＯＫよる前記の
ようなデータ転送が行われる。

そしてこの転送が終了するとＤＭＡＣ１４０はＭＰＵ１
１０に対して転送終了の割込を信号Ｉｆｉ！１５０を介
して行う。

ところで、ステップ２７０でＲ，ＥＱ信号３０を出力し
た後は、ＤＭＡＣ１４０がＲＥＱ３０．ＡＣＫ４０のタ
グ応答によシ自動的にデータ転送を行なう為、ＭＰＵｌ
ｌ０はその後データ転送終了まで動作する必要がない。

従って、この空き時間を利用して磁気ディスク装置１３
Ａへのデータ転送に備えてＤＭＡＣ１４０のチャネルＣ
ＨＩにステップ２６０．２７０でキャッシュ２から転送
処理中のブロックの先頭アドレスをデータバスを介して
セットしくステップ２８０）、またデータバスを介して
磁気ディスク装置１３Ａに同じブロックの書き込みコマ
ンドを送出する（ステップ２９０）。

続いて磁気ディスク装置１３Ｂに対しても同様に、ＤＭ
ＡＣ１４０のチャネルＣＨ２に同じアドレスをセットし
た後同じコマンドを送出する。以後、磁気ディスク装置
１３Ａ又は１３Ｂが所望のセクタアドレスに達してデー
タ転送を行なう準備が整うと、ＲＥＱＡ又はＲＥＱＢ信
号が対応磁気ディスク装置からコントローラ１００へ送
られ、これらは第６図に示す回路によってｆ）ＭＡＣ１
４０のチャネルＣＨＩ又は２のＲＥ　Ｑｌ又は）ｔ、Ｅ
Ｑ２信号となる。槌ってチャネルＣＩｔｏの場合と同様
なＲＥＱ−ＡＣＫの制御により今度はキャッシュメモリ
８０から磁気ディスク装ｆｌｌａＡ又は１３Ｂへのデー
タ転送が行われる。そして転送終了時にはやはシ終了割
込みがＭＰＵｌｌ０に対して行われる。

この様にしてＣＰＵＩとディスクキャッシュ装置５との
間（チャネルＣＨＯによる）、ディスクキャッシュ装置
５と磁気ディスク装置１３Ａ（チャネルＣＨＩによる）
、１３Ｂ（チャネルＣＨ２による）との間でデータ転送
がＤＭＡＣ１４０の制御によシ行われるが、ＤＭＡＣ１
４０に同時に２以上の転送要求が生じた時にはＣＨＯ、
Ｃｌ−１１、ＣＨ２の順に優先順位が定められておシ、
高い優先順位のものが先に実行される。従ってもしチャ
ネルＣＨＯによるデータ転送中にステップ２８０〜３１
９での磁気ディスク装置１３Ａ、１３Ｂの準備が完了し
てＲＥＱＡ、Ｂともにオンしていれば、ＣＨＯによるＣ
ＰＵＩからの転送終了後まずＲ，ＥＱ　１がオンしてチ
ャネルＣＨＩによる磁気ディスク装置１３Ａの転送が行
われ、ＡＣＫＡが出力されてＲＥＱＡがオフしだのちＲ
ＥＱＢがオンしてチャネルＣＨ２による磁気ディスク装
置１３Ｂへの転送制御が開始される。

一方、Ｉ）ＭＡＣ１４０から終了割込が発せられると、
ＭＰＵｌｌ０は第９図に示す割込み処理ルーチン（これ
もＲ，ＯＭ　１３０に格納されている）を実行する。こ
こでは、まず、割込みがＣＰＵＩとのデータ転送が終了
した為に発ぜられたのがどうかを調べ（ステップ４００
）そうであればデータを書き込み終わったブロックに対
応するポインタｌ−１７８０中のバッファビジーフラグ
８３に１１”をセットしくステップ４１０）、当該ブロ
ックに磁気ディスク装置に書き込むべきデータが存在す
ることを示す。次にステップ４２０″′ｃ尚該ブロツク
のポインタ８２の値を１００（ブロック数は１ｏ。

とする）に更新し、そのブロックが最も新しくアクセス
されたブロックであることを表わし、さらに他のディレ
クトリ部分のポインタ値も１ずつへらして更新するのは
従来技術と同じである。以上のステップ４１０，４２０
のようなディレクトリ８０への処理はディレクトリアド
レスバス７２、データバス５０を介して行われ、以下で
も同様である。次に、磁気ディスク装置１３Ａとの転送
が終了したことを示す割込みであった場合は、ステップ
４００、ステップ４０１を経由して従来通シ終了情報を
ＣＰＵＩに送出しくステップ４３０、これらはデータ線
５０、コントロール線２０で行われる）、磁気ディスク
装置１３Ｂへの当該ブロックのデータ転送が終了してい
るかどうか調べ（ステップ４４０　）、転送が終了して
いればステップ４５０で該ブロックに対応するバッファ
ビジーフラグに１０＃を書き込み、該ブロックのデータ
をもつバッファに書き込む必要がないことを表わし、ス
テップ４８０にジャンプする。また、転送が終了してい
なければ何もしないで割込処理を終了し、その転送終了
を待つ。そして、磁気ディスク装置１３Ｂとの転送が終
了した割込の場合は、ステップ４００，４０１からステ
ップ４６０へ移シ、磁気ディスク装置１３Ａに対するデ
〜り転送が終了しているかどうかを調べ（ステップ４６
０）、もし終了していればステップ４７０へ、終了して
いなければステップ４８０へ分岐する。この後者の場合
は第８図ステップ２８０〜３１０のコマンド等を受けた
時、磁気ディスク装置１３Ｂの方が先に準備ができて几
ＢＱＢが出力された時に生じる。

従ってこの時は次のステップ４７０の処理は行わない。

ステップ４７０では、当該ブロックのバッファビジーフ
ラグを１０”に書きかえて当該ブロックの両磁気ディス
ク装置１３Ａ、１３Ｂへの転送が終了したことを示しス
テップ４８０へ移る。

ステップ４８０では、ディレクトリ中の上記の当該ブロ
ック以外のブロックに対応するバッファビジーフラグを
調べ、もしバッファビジーフラグが全て′″０”であれ
ば、もう磁気ディスク装置１３Ｂに書き込むべきデータ
がないので処理を終了する。

もし、バッファビジーフラグが＠１”であるブロックが
あったとすると、ステップ４９０でそのブロックの先頭
アドレスをＤＭＡＣ１４０のチャネルＣＣＨ２にセット
し、再び転送を開始する為に磁気ディスク装置１３Ｂに
コマンドを送出してＤＭＡＣによるその転送を行うよう
にする（ステップ５００）。

このステップ４８０，４９０及び５００の処理は、第８
図のステップ３００，３１０によシーたんセットされた
転送コマンド等が実行される前にチャーネルＣ’ＨＯへ
の別の転送要求が行われると、上記の−たんセットされ
た転送要求とは別のブロックの転送コマンドがステップ
３００，３１０によシセットされ、磁気ディスク装置１
３Ｂへの転送がぬける場合があるために行われる。但し
ＣＰＵＩは第９図ステップ４３０での終了情報を受けと
る迄は次の咽・込みコマンドを発行せず、かつこの終了
情報はステップ４０１で磁気デ・イスク装置Ａとの転送
が終了した時のみＣＰＵＩに送られるので、４１η気デ
ィスク装置人への書込み完了以前には上記のようなコマ
ンドの置換えは発生せず、従ってステップ４８０〜５０
０に対応した磁気ディスク装置Ａへの処理は必要としな
い。なお、第６図のアンドゲートＧ２．Ｇ３は、ＭＰＵ
ｌｌ０よりの信号７３２オンの時のみオンとなるが、こ
れはキャッシュメモリ６０を介さずにＣＰＵＩと磁気デ
ィスク装置１３Ａとの間で直接データ転送を行う場合の
ＲＥＱ−ＡＣＫ信号パスを形成するもので、本発明の動
作とは関係がない。

以上のように本実施例によれば、ＣＰＵからは主系の磁
気ディスク装置に書き込みを指令するだけで、バックア
ップ系への書き込みはキャッシュメモリに保存されてい
る書き込みデータを用いて主系とは別に設けられた入出
力インタフェースを介し、キャッシュメモリを時分割に
アクセスしてバックアップ系の磁気ディスク装置に書き
込む為、ソフトウェア上は、コマンドを２回発行する等
のバックアップ処理を意識する必要がなく、また書き込
みデータは複数ブロックに分割されたキャッシュメモリ
に格納されている為、他の分割エリアに新しく書き込む
データを格納することで、バツクアップの終了を待つこ
となくソフトウェアは別の処理を行なうことが可能とな
る。

〔発明の効果〕

本発明によれば、ソフトウェア上は何らデータのバック
アップを意識することなく、かつデータを磁気デ゛イス
ク装置へ高速に二重書きできるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は同期化された磁気ディスク装置によシ二重書き
を行なう際のシステム構成図、第２図は別系統の磁気デ
ィスク装置によシニ重書きを行なう際のシステム構成図
、第３図は本発明によるディスクキャッシュ装置を用い
たシステム構成図、第４図は本発明によるディスクキャ
ッシュ装置の実施例を示す図、第５図はコントローラの
構成図、第６図はコントロール回路に附加された部分の
回路図、第７図はディレクトリの説明図、第８図及び第
９図はＭＰＵの処理フローである。１・・・ＣＰＵ、５・・・ディスクキャッシュ装置、１
３Ａ１３Ｂ・・・磁気ディスク装置、２０．２１・・・
コントロール線、３０〜３２・・・ＲＥＱ信号、４０〜
４２・・・ＡＣＫ（ｉ号、５０・・・データバス、６０
・・・キャッシュメモリ、７０〜７２・・・アトシスバ
ス、８０・・・ディレクトリ、１００・・・コントロー
ラ、１１０・・・ＭＰＵ、１２０・・・コントロール回
路、１３０・・・ＲＯＭ、１３５・・・几ＡＭ１１４０
・・・ＤＭＡＣ。代理人　弁理士　秋本正実茅　Ｉ　固茅　２　目／２Ａ芥３　囚／ＪＡｌＪ　Ｂｆ７４図ＣＦｕＪソ（１３Ａヘノ　（／３１３ヘノ第５０１３Ａ、　１３Ｂへ茅　乙　１す１３凡／３Ｂへ

Claims

【特許請求の範囲】

１．０ＰＵと複数の磁気ディスク装置との間に設置され
、バックアメモリとしての役目を果たすディスクキャッ
シュ装置に於て、その領域が複数個のブロックに分割さ
れたキャッシュメモリと、上記各ブロックにデータがＣ
ＰＵから転送された時にセットされかつ該データが各磁
気ディスク装置すべてに書込み完了した時にリセットさ
れるところのブロック対応のフラグを含むキャッシュメ
モリ管理情報を格納したディレクトリと、Ｃ！ＰＵ及び
各磁気ディスク装置と上記キャッシュメモリとの間のデ
ータ転送の実行を制御するための直接転送制御手段と、
自装置の動作を制御するための動作制御手段とを設ける
とともに、ＣＰＵからの磁気ディスク装置へのデータ書
込みコマンドが人力された時に、上記ディレクトリのフ
ラグをしらべて全ブロックのフラグがセットされている
時にはリセットされたフラグが見つかるまで待ち、リセ
ットされたフラグがあった時には当該フラグに対応する
ブロックへ上記人力コマンドで指定されたデータを入力
するように上記直接転送制御手段を動作せしめかつ上記
データの磁気ディスク上への書込みアドレスを当該ブロ
ック対応のディレクトリに書込み更に嶋該ブロック対応
の７ラグをセットする機能と、対応フラグがセットされ
ているブロックのデータを全ての磁気ディスク装置の上
記書込みアドレスへ転送するように上記直接転送制御手
段を作動せしめかつ全ての磁気ディスク装置への書込み
が完了した時に々応フラグをリセットする機能とを上記
動作制御手段に有せしめたことを特徴とするディスクキ
ャッシュ装置。