JPS61210446A - デ−タ貯蔵装置 - Google Patents
デ−タ貯蔵装置Info
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- JPS61210446A JPS61210446A JP60050383A JP5038385A JPS61210446A JP S61210446 A JPS61210446 A JP S61210446A JP 60050383 A JP60050383 A JP 60050383A JP 5038385 A JP5038385 A JP 5038385A JP S61210446 A JPS61210446 A JP S61210446A
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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
［技術分野］
本発明は例えば磁気ディスク装置等のデータ貯蔵装置を
含むデータ貯蔵装置に関し、特に内部にキャッシュメモ
リを有するデータ貯蔵装置に関するものである。 「従来技術」 従来、データ処理システムにおいては外部記憶装置とし
て、例えば磁気バブルメモリ、固定ディスク装置やフレ
キシブルディスク等の磁気記憶装置又は光デイスク装置
が使用されている。このような磁気ディスク装置に代表
される従来の記憶装置においては、外部バスを通してホ
ストシステムからのＩ１０命令に従って外部からのデー
タのＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ処理を行っている。この場合
にＩ１０命令毎にディスク面に実際にデータを書き込ん
だリ、ディスク面からデータを読み取ったりする。 即ち、ディスク装置の外部システムであるホストコンピ
ュータは自身が管理する論理アドレスと物理アドレスと
の関係を知り、ディスクの物理的構造、取り分はシリン
ターアドレス、セクターアドレス、ヘッドアドレス等を
知っておく必要があった。しかし、ホストシステム側に
とって各ディスク装置毎の物理的特徴を知らねばならな
いという事は煩雑に耐えない、これではインターフェー
スの汎用性がないという事が出来る。 一方、アクセス速度の改良に関しては従来からディスク
キャッシュが用いられているが、このディスクキャッシ
ュのキャッシュメモリ内は固定長のバッファに分割され
ているので、１つの工１０命令が複数のバッファにわた
る時は、その都度バッファの確保が必要となる等の為に
効率的な八ツファ管理が出来なかった。
含むデータ貯蔵装置に関し、特に内部にキャッシュメモ
リを有するデータ貯蔵装置に関するものである。 「従来技術」 従来、データ処理システムにおいては外部記憶装置とし
て、例えば磁気バブルメモリ、固定ディスク装置やフレ
キシブルディスク等の磁気記憶装置又は光デイスク装置
が使用されている。このような磁気ディスク装置に代表
される従来の記憶装置においては、外部バスを通してホ
ストシステムからのＩ１０命令に従って外部からのデー
タのＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ処理を行っている。この場合
にＩ１０命令毎にディスク面に実際にデータを書き込ん
だリ、ディスク面からデータを読み取ったりする。 即ち、ディスク装置の外部システムであるホストコンピ
ュータは自身が管理する論理アドレスと物理アドレスと
の関係を知り、ディスクの物理的構造、取り分はシリン
ターアドレス、セクターアドレス、ヘッドアドレス等を
知っておく必要があった。しかし、ホストシステム側に
とって各ディスク装置毎の物理的特徴を知らねばならな
いという事は煩雑に耐えない、これではインターフェー
スの汎用性がないという事が出来る。 一方、アクセス速度の改良に関しては従来からディスク
キャッシュが用いられているが、このディスクキャッシ
ュのキャッシュメモリ内は固定長のバッファに分割され
ているので、１つの工１０命令が複数のバッファにわた
る時は、その都度バッファの確保が必要となる等の為に
効率的な八ツファ管理が出来なかった。
本発明は上述した従来技術の欠点に鑑みなされたもので
、その目的は読み出し又は書込み命令のデータ長に応じ
た可変長バッファからなるキャッシュメモリを有するデ
ータ貯蔵装置を提供する事を目的とする。 Ｅ実施例」 以下、図面を用いて本発明に係る実施例を説明する。 第１図は１例として磁気ディスク装置（以下。 ディスク装置と略す）１３を用いたデータ貯蔵システム
で、ディスク装置１３が外部バス８を介してホストシス
テム１４と接続されている。ホストシステム１４はディ
スク装置１３に対してデータの記録、又は読み出しを行
い、データの加工等を行う、ディスク装ｆｉ１３は磁気
ディスク媒体、ヘッド等を含むディスク部ｌと、ヘッド
位置決め、データの読み／書き及びｃｐｕ ３等とのイ
ンターフニー東を行うディスク制御部２と、ホストシス
テム１４とディスク制御部２との間でダイレクトメモリ
アクセスを行う０ＮＡＣ５（ＤＩＲＥＣＴ ＭＥＭＯＲ
Ｙ ＡＣＥＳＳ Ｃ０ＮＴＲ０ＬＬＥＲ）と、後述する
管理テーブル及びキャッシュメモリとからなる大容量メ
モリ６と、ディスク装置全体を制御するＣＰυ３と、デ
ィスク装置１３を制御する制御プログラム（第８図等）
を格納するプログラムメモリ４と、第１２図（ａ）の如
き作業変数を格納するＲＡＭ１２と、ホストシステム１
４とディスク装置１３とのインターフェースを行うイン
ターフェース一部１６等から構成される。 インターフェース部１６は内部バス７と外部バス８の接
続を行う部分で１例えば、ホストシステム１４からデー
タが送られる時はＣＰυ３はインターフェース部１６を
起動して内部バス７と外部バス８とを接続する。更にＤ
ＭＡＣ５をも同時に起動して、ＤＭＡＣ５の制御の下に
インターフェース部１６と協同してホストシステム１４
からデータを転送して大容量メモリ６内の指定番地に格
納する。 又、インターフェース部１６はホストシステム１４から
の命令を受は取って、ｃｐｕ ３へ割り込みをかける事
も行う、第１２図（ｂ）にＤＭＡＣ５の制御情報を示す
６図中、 Ｈ−ＤＭＡ−ＳＴＡＲＴ １２０ ハ＊ ス
トシステム１４との間でのキャッシュメモリノ転送開始
アドレスを、 ）Ｉ−ＤＭＡ−ＳＩＺＥＩ ２１は同じ
く転送データ長を、トΩＭＡ−ＯＦＳＥＴ １２２はオ
フセット量ヲ表シ、一方Ｄ−ＤＮＡ−９ＴＡＲＴ １２
３１ｔティスクｆｌｊＪ１１部２との間でのデータ転送
開始アドレスを、Ｄ−ＤＭＡ−５ＩＺＥＩ ２４は同じ
く転送データ長を表わしている。これらのｃｐｕ ３と
インターフェース部１６との間の制御は制＠ｆｉ１５を
介して行われる。又、９はｃｐｕ ３とディスク制御部
２との間の制御線、ｌＯはＣＰ■３とＤＭＡＧ ５との
間の制御線、１１はＤＭＡＣ５とキャッシュメモリ６と
の間の制ｇｉ緑である。 第２図は大容量メモリ６内の構成を示す、大容量メモリ
６はキャッシュメモリ２１とキャッシュメモリ２１を管
理する管理情報を持つ管理テーブル２０とからなる。キ
ャッシュメモリ２１は複数のバッファに分割され、個々
のバッファの大きさはディスクの物理的な１セクターの
長さの整数倍の容量を持つ、データがディスク部ｌから
キャッシュメモリ２１へ読出され、又はホストシステム
１４からキャッシュメモリ２１へ書込まれようとする時
は、それに対応するテーブルが管理テーブル２０内に作
られる。 第３図はビットマツプ（ｂｉｔ■ａｐ）３０による個々
のバッファの管理方法を示している。ある１つのバッフ
ァ３１は１つの長さが１セクタ長に等しいブロックの集
り（ブロックｌ、ブロック２・・・）から成る。第３図
の例ではバッファ３１はｎ個のブロックから成っている
。即ち、ｎ個の１つのＩ１０命令により形成されたもの
である。各ブロックはビットマツプ３０の１ビツトと対
応している。そのビットが′１ｎの時は対応するブロッ
クが使用されている事を示し、“０″の時は未使用であ
る事を示す、新規にバッファを確保しようとする時はビ
ットマツプ３０を調べて、必要とするバッファの数だけ
” ｏ ”がＭ続するビットマツプ３０に対応したブロ
ックを求める。 第４図に管理テーブル２０を構成する１つのテーブルの
フォーマット例を示す、その構成を説明すると、４０は
対応するバッファに有効なデータが含まれているか否か
を示す使用フラグで”１”で使用、“０″で未使用を表
す、４１はディスクアドレス等の格納エリア（以下ＳＡ
）で、そのバッファに格納されたディスクデータに対応
する先頭のディスクアドレスをセーブしておく場所４５
（以下、５ＡＤＡ）及びそのディスクデータのブロック
数（＝セクタ数）を格納しておく場所４６（以下、５Ａ
ＢＬ）からなるセーブエリア（以下、ＳＡ）である、４
２はそのバッファのデータがディスクに未書き込みであ
るか否かを示す書き込み要フラグ、４３はバッファのア
ドレスポインタ（ＢＰ）、４４はそのバッファが最後に
アクセスされた時間を格納する場所（以下、ＬＡＴ ）
である。 第５図はホストシステム１４から送られてくる命令のフ
ォーマットを表す、５０は読みｍし命令で（“Ｏ゛′）
であるか、書き込み命令（“１″）であるかを示すビッ
ト（以下、Ｒ／Ｗ ）で、５１はホストシステム１４に
おける論理アドレス番号（以下、 ＳＮＯ） 、 ５２
はオフセット量を示すフィールド（以下、０ＦＦＳＥＴ
） 、 ５３は転送すべきデータ長を格納するフィー
ルド（以下、ＬＥ）ＩＧＴＨ）である、第６図は物理セ
クターとＳＮＯ５１，０ＦＦＳＥＴ５２及びＬＥＮＧＴ
Ｈ５３との関係を示す、このようにして、ディスクをア
クセスする時ディスクセクターアドレスをホストシステ
ム１４は知る必要はなくなる。 第７図（１１）〜Ｃｅ）はキャッシュメモリ２１内で有
効なデータが格納されている領域６０と命令で指定され
必要とされる領域との関係を様々な態様で示している。 ＳＨＯ，０ＦＦＳＥＴ、ＬＥＮＧＴＨからディスク装置
１３内で使う物理アドレスに変換するのは次のようにし
て行う。 実際の開始セクターアドレス（ＲＳＮＯ）−ＳＨＯ＋
（ＯＦＦＳＥＴ／ＳＬの商）実際のオフセット（ＲＯＦ
ＦＳＥＴ） 奪 ０ＦＦＳＥＴ ＋ （ＯＦＦＳＥＴ／ＳＬの商）
Ｘ ＳＬ実際のセクター数（ＲＨＯ） 禦（ＬＥＮＧＴＨ／ＳＬの商）◆（０又は１）（但し、
ＬＥＮＧＴＨ／ＳＬの余りが０”の時に“０″で、それ
以外の時は １”） 尚、 ＳＬはディスクセクターの１セクターの長さであ
る。このようにして求められたＲ５Ｎ０．ＲＯＦＦＳＥ
Ｔ、ＲＮＯは第１２図（ａ）のＲＯＭ１２に格納される
。 Ｒ５Ｎ０は更にシリンダ、ヘッド、セクタ御名アドレス
に変換される０例えば、 Ｒ５Ｎ０ Ｏ・・・０シリンダ、Ｏヘッド、ＯセクタＲ
５Ｎ０ ｌ・・・Ｏシリング、０ヘツド、１セクタＲ５
Ｎ０２・・・０シリンタ、０ヘツド、２セクタというよ
うに変換される。このような変換は本実施例では後述す
る制御プログラムで行う。 第１３図（Ｌ）〜（Ｃ）に基すいて読み出し処理の概略
を説明する。 第１３図（＆）はキャッシュメモリ２１に必要なデータ
が存在しない場合（いわゆるヒツトミス）で、新たにデ
ィスク部１からデータを読み出す場合を示している０図
中の斜線部は読み出されたデータ部を表している。その
データに対応するバッファは管理テーブル２０のＢＰＴ
Ｒ４３、ＢＬＥＮＧＴＨ４４で定義される。 第１３図（ｂ）は、既存の読出しデータ■内の１部に読
出し命令が必要とするデータ領域■が存在している時に
、更に残りの領域■をディスク部ｌから新規に読み出す
場合である。第１３図（Ｃ）は第１３図（ｂ）の逆で、
新規にデータ■を読み出してから、さらに既存のデータ
部■の中に必要とするデータ■が含まれている場合を示
している。既にキャッシュメモリ２１内に１部存在する
必要データは後述するキャッシュメモリサーチサブルー
チンによりＢＬＫＰＴＲＩ ０７及びＢＬＯＣＫＮＯ１
０８で定義される。 第１４図（ａ）〜（Ｃ）は書き込み命令に対して、第１
３図（ａ）〜（Ｃ）の読み出し命令と同じ操作を行った
時の動作概念図である。基本的には読み出しと同じであ
るが、書き込みに特徴的な事は新規にキャッシュメモリ
２１内にデータを１き込む時は、その先頭の１セクター
をディスク部ｌから前もって読み出しおくという事であ
る０通常、ディスク装置は必ず１セクタ一単位でしか読
出し又は書込みできないものであり、本実施例がホスト
システムのデータ構造とディスクのデータ構造が異なっ
ていてもデータの授受ができるようにオフセット量を設
定しているために、先頭の１セクターを前もって読み出
しおいて、オフセットをかけて、１セクターの途中から
データを書き込むというものである。このようにすれば
オフセットがかっていない部分のデータは破壊されない
。 次に、フローチャートに従って実施例の具体的動作を説
明する。第８図は制御手順の主フローである、Ｉ８９図
Ｃ＆）、（ｂ）は読出し命令処理を、第１０図は書込み
命令処理を、第１１図（ａ）〜（ｍ）はそれらの中で使
われるサブルーチンを示す。 第ｔ３図の主フローについて説明する。ステップＳ２．
Ｓ４は管理テーブル２０、ビットマツプ３０を初期化す
るものである。同じ＜ＲＡＭ１２み初期化される。全て
の内容が０クリアーされる。 ステップＳ６では命令がホストシステム１４から到着し
ているかをチェックする。これは通常インタフェース部
１６からの割込みで検知されるであろう。 先ず、命令が到着していない場合について説明する。命
令が未ていない場合はステップＳ６からステップＳ８へ
進み、書き込み要バッファの書込みサブルーチンを行う
、このサブルーチンの詳細は第１１図（ｂ）に示されて
いる。この様に、ディスク装置のアイドル時にディスク
への書き込みを行うのは、ホストシステム１４からディ
スクへの書き込み命令が米ても、ヘッドシーク等に時間
の要する書き込みを後回しにして、取りあえずキャッシ
ュメモリ２１にデータを書き込み、ホストシステム１４
をディスクオペレーションから開放して、ホストシステ
ム１４の処理効率を上げるためである。 第１１図（ｂ）に従って書き込み要バッファの書き込み
サブルーチンについて説明する。このサブルーチンはＷ
ＫＴＢＬＰＴＲＩ ｌ Ｏをインデックスにして管理テ
ーブル２０を順次サーチして、使用フラグ４０、書込み
要フラグ４２が“１″であるテーブルを探す（ステップ
５８２〜ステツプ８８８）、そのようなテーブルに対応
するＷＫ丁ＢＬＰＴＲ１１０により書込み要のバッファ
を特定できる。 テーブルが見付かると、ステップ３Ｂ９でＷＫＴＢＬＰ
ＴＲＩＩＯをＴＢＬＰＴＲＩ Ｏ９へ写し、置ＰＴＲＩ
０９をインデックスにしてステップ５９０で当該バッ
ファの内容をディスク部１に１込み、ステップＳ９２で
書込み要フラグ４２を０″にして第８図のステップＳ６
〜ステツプＳ８のループにリターンする。 次に命令を受は取った場合について説明する。 命令を受は取ると、第８図のステップＳ６からステップ
３１０に進み、前述したように、第５図の如きフォーマ
ットの命令を分解して、実際のセクターアドレス（ＲＳ
ＮＯ）、オフセット（ＲＯＦＰＳＥＴ） 、セクター数
（ＲＨＯ）を算出して第１２図（＆）に示されたように
ＲＡＭ １２に格納する０次にステップＳ１２でＲＪＮ
ＯＩ Ｏ１１ｓＥｃ：ＴＯＲＮＯ−１１Ｋ ｌ ０５及
び５ＥＣＴＯＲＮＯＩ ｌ ２へ内容をコピーする。
５ＥＣＴＯＲＮＯ−％ＩＫ １０５はこれをインデック
スにして１つの命令に対応する全セクターをサーチする
もので１例えばキャッシュメモリｚｌ内にデータが存在
するか否かを判断する時は、５ＡＤＡ４５≦５ＥＣＴＯ
ＲＮＯ−ＷＫ １０５≦５ＡＤＡ４５ ＋５ＡＢＬ４６
であるならば、少なくともＳＥＣ↑０ＲＮＯ−ＷＫ １
０５が指す１セクターはキャッシュメモリｚｌ内に存在
すると判断する。 ５ＥＣＴＯＲＮＯ１１２は第１３図
（、ｂ）又は（ｃ）若しくは第１４図（ｂ）〜（Ｃ）の
場合のように、読出し又は書込みしようとするデータの
一部が既にキャッシュメモリ２１内に存在する場合に、
その境目となるセクターアドレスを示す、 ＥＮＤＲＳ
ＮＯｌ ０２はその命令が示す最終セクターアドレスで
あって、Ｒ５Ｎ０１０１＋ＲＮＯ１０４で計算される０
次にステップＳ１４へ進み、ＢＵＦ−ＳＩＺＥＩ ００
を０にする。このＢＵＦ−ＳＩＺＥＩ ＯＯはディスク
ｌからキャッシュメモリ２１へ実際に読み込まれ又は書
込まれねばならないセクターの数、即ちバッファのサイ
ズを示・している。 受は取った命令が読み出し命令の場合について説明する
と、プログラムはステップＳ１８のＲＥＡＤ命令処理の
サブルーチンを実行する。第９図（ａ）、（ｂ）はモの
サブルーチンの詳細である。この読出し命令が第１３図
（ａ）のように、命令が必要とするデータがキャッシュ
メモリ２１内に存在しないとしよう、ステップ３２４〜
ステツプＳ３２のループは５ＥＣＴＯＲＮＯ−ＷＫ １
０５によりインデックスされるアドレスのディスクデー
タがキャッシュメモリ２１内に存在するか否かを調べ（
ステップＳ２６のキャッシュメモリサーチのサブルーチ
ン）て、そのようなデータがキャッシュメモリ内に見付
からない間は５ＥＣＴＯＲＮＯ−ＷＫ １０５カＥＮＤ
Ｒ５ＮＯｌ ０２ニタッｔ６ｔテＢＵＦ−８ＩＺＥＩ０
０をカウントアツプするというものである。 尚、ｘテ、プ５２８７＝７グＰＲＥＳＥＮＣＥＩ ０６
はキ４ｒ −／シュメモリヒツトした場合に“ｌ”とな
るフラグである。 ステップＳ ２４ テ５ＥｃＴＯＲＮＯ−ＷＫ １０５
≦ＥＮＤＲＳＮ０１０２、！：な６時ハステップＳ３
０によりＢＵＦ−９ＩＺＥ１００は必要とされるバッフ
ァの大きさを示している。ステップ３２４から３４４（
第９図（ｂ））へ進み、ステップ３４６で新規エリア読
み込み処理サブルーチンを行う、新規エリア読み込み処
理の詳細は第１１図（ｆ）に示されている。 このサブルーチンについて説明すると、先ずステップ５
ｉｓｏでバッファ確保処理（詳細は第１１図（ｄ））を
行うために、ステップ３１２０ヘジヤンプする。 第１１図（ｄ）のステップ５１２０ではＢＵＦ−８ＩＺ
Ｅ１００の長さで連続したエリアをビットマツプ３０上
でサーチする。そのようなバッファが見付かれば、ステ
ップ５１２２からステップ５１２６へ進み、そのバッフ
ァに対応する全てのブロックのビットマツプを′ｌ”に
して、リターンする。 そのようなバッファが見付からない場合はステップ５１
２４でバッファ掃出しサブルーチンを実行する。 第１１図（ｋ）のバッファ掃出しサブルーチンについて
説明する。このサブルーチンはＷＫＴＢＬＰＴＲｌｌｏ
をインデックスにして管理テーブルをサーチして、ＬＡ
Ｔ４７が一番古いバッファを捜す、このようなテーブル
が見付かると、そのテーブルの書込み要フラグ４２が−
１”である時はステップ５２６２でそのバッファの内容
をディスク部１へ書込み、使用フラグ４０を“０“にし
て（ステップ５２６４）、又対応するビットマツプを”
ｏ ”にしてもどり先ヘリターンする。バッファ掃出
しのアルゴリズムは本実施例ではアクセスタイムの一番
古いバッファをはきだすという方法を用いているが、そ
のバッファがアクセスされる度にアクセス頻度を更新し
てこのアクセス頻度も加味してバッファ掃出しを行うよ
うにしてもよい。 第１１図（ｄ）のバッファ確保サブルーチンからリター
ンして第１１図（ｆ）のステップ５１５２の管理テーブ
ル確保サブルーチンを実行する。 管理テーブル確保サブルーチンの詳細は第１１図（ｅ）
に示されており、このサブルーチンはＷＫＴＢしＰＴＲ
Ｉ １０をインデックスにして、管理テーブル２０を順
にサーチし使用フラグ４０が“ＯＮであるものを探す、
もし、管理テーブル２０に空きが無ければステップ５１
４０のバッファ掃き出し処理（詳細は第１１図（ｂ））
を行って確保し、ステップ３１４２で確保されたテーブ
ルを指すＷＫＴＢＬＰＴＲＩ １０をＴＢＬＰＴＲＩ
Ｏ９へ移す、そしてステップ５１４３で前のバッファ確
保サブルーチンで見付けたバッファのキャッシュメモリ
内のアドレスＣＢＰＲ？ ４３ ） 、その長さＢＬＥ
ＮＧＴＨ４４をＴＢＬＰＲＴＲ１０９を指すテーブルに
セット（第４図）し、さらにステップ３１４４で、その
テーブルの使用フラグ４０を１″にしてリターンする０
次にステップ５１５４の管理情報セットサブルーチン（
詳細は第１１図（ａ））を行う。 第１１図（Ｌ）では、ステップＳ ７０−ｔ’ＴＢＬＰ
丁Ｒ１０９を使ってテーブルをインデックスして、以下
管理テーブルの必要な情報をセットしてリターンする。 ステップ３７２の５ＡＤＡ−ＳＥＣＴＯＲＮＯＩ １２
はＳＥＣＴＯＲＮＯＩ ｌ ２が境目の先頭のアドレス
を指しているからである。又、ステップＳ７８のＬＡＴ
４７は現在時刻を格納し、このバッファが最後にアク
セスされた時間を示す。 第１１図（ｆ）のステップ５１５６へ戻りディスクＲ／
Ｗ処理（詳細は第１１図（ｍ））を行う。 このサブルーチンについて説明すると、第１１図（ｍ）
のステップ５２８０でＴＢＬＰＴＲＩ Ｏ９を参照し
、ステップ５２８２でＤＩＩＩＡＣ５の為にディスクリ
ートに必要なりＭＡＣｆｆｊＪｉｌ情報Ｄ−ＤＭＡ−Ｓ
ＴＡＲＴ １２３ 、 Ｄ−ＤＭＡ−ＳＩＺＥＩ ２４
をセットする（第１２図（ｂ）＃照）０次にステップ５
２８４で５ＡＤＡ４５を分解して、シリンダ、ヘッド、
セクターアドレス等をディスク制御部２へ送り、ステッ
プ３２８８でΩＭＡＣ５をスタートさせて実際にディス
ク部ｌからリードする。こうしてＢＰＴＲ４３に示され
たアドレスのキャッシュメモリ２１にＢＬＥＮＧＴＨ４
５の長さだけデータがリードされる。 次に第１１図（ｆ）のステップ５１５８へ戻り、ディス
ク部１から読み出したデータをホストシステム１４へ送
るために、ステップ３１５８でホスト転送に必要なりＭ
ＡＣ５の制御データをセットして（第１２１１４（ｂ）
）、ステップ５１６０のホストデータトランスファ（詳
細は第１１図（ｊ））を行う。 第１１図（ｊ）のホストデータトランスファサブルーチ
ンでは、ステップ５２４０でこれから転送しようとする
データが最初のセクターのデータを含むものであるかを
調べる。これは前述したようにオフセットが発生してい
る可能性があるからである。もし最初のセクターを含む
のであれば、ステップ５２４２で［ＩＮＡＣ５にオフセ
ット情報をセットする。ステップ５２４２６でＤにＡＣ
５をスタートし、さらにステップ３２４８でインターフ
ェース部１６をスタートして内部バスと外部バスを接続
し、第１１図（ｆ）のステップ５１６２へ戻り、キャッ
シュメモリ２１からホストシステムへのデータ転送を行
う、こうして新規エリア読み込みにより、キャシュメモ
リ２１内に存在しないデータをディスクから読み出して
ホストに転送して１つの命令を終了する。 次に第１３図（ｂ）のように、即ちキャッシュメモリ内
にデータが一部存在しているような読み出し命令が米た
場合について説明する。 第１３図（ＩＬ）の場合と同様、ステざブＳ６→Ｓ１０
→５１２→５１６→５１８→Ｓ２４と進んで、・ステッ
プ３２６のキャッシュメモリサーチサブルーチンを行う
。 キャッシュメモリサーチはｆｆｌｌｌ図（Ｃ）に詳しく
説明しであるようにキャッシュメモリ内にデータが存在
するか否かを管理テーブル２０をサーチする事によって
判断する（その結果はＰＲＥＳＥＮＣＥＩ ０６に反映
される）。 １４１１図（Ｃ）のステップ５１０２→３１０６→５１
０８→５１０２はテーブル内を探すループである。その
サーチ方法は使用フラグ４０が′″１″であるテーブル
があれば（ステップ３１０４）、そのテーブルがもつ５
ＡＤＡ４５ 、５ＡＢＬ４６を使ッテ、ステップ５１０
６（ｉＦ）範囲内ニＳＥＣＴＯＲＮＯ−ｗＫ １０５が
収まっているかを調べるものである。 もし範囲内であれば、少なくとも５ＥＣＴＯＲＮＯ−Ｗ
Ｋ １０５がインデックスするデータはキャッシュメモ
リ２１内にある事になり、その５ＥＧＴＯＲＮＯ−ＩＮ
Ｋ １０５に対応するキャッシュメモリ内のアドレスを
ＢＬＫＰＴＲＩ ０７、その大きさをＢＬＯＣＫＮＯＩ
Ｏ８へ格納しくステップ５１１０）、ステップ５１１
２でフラグＰＲＥＳＥＮＣＥＩ Ｏ６を′ｌ“′にして
ＴＢＬＰＴＲＩ Ｏ９をセットして（ステップＳ ｌ
１４）リターンする。 リターン先ステップＳ２８ではＰＲＥＳＥＮＣＥＩ ０
６が′ｌ°°であるので、ステップ５３４へ進む、ステ
ップＳ ３４ テＢｔｌＦ−９ＩＺＥ１００ カ” ０
”テアルカ否かを調べる。これは第１３図（Ｃ）の場合
のように、先にキャッシュメモリ上にないデータエリア
■があって、その途中で領域■にぶつかった場合も考え
られるからである。今の場合はＢＵＦ−９ＩＺＥ１００
＝０であるのでステップ３３８へ進み、再びＰＲＥＳＥ
ＮＣＥＩ ０ Ｂがｌ”であるか否かを調べる。ステッ
プ５３８の意味も第１３図（Ｃ）の場合のように、先ず
ステップＳ ３４ テＢｔｌＦ−５ＩＺＥ＝ ０でない
時に、新規エリア読み出しく既述した）処理を行ってか
らステップ３３８へ来た場合もあるからである。 ＰＲＥＳＥＮＣＥＩ ０６はｌ″であるからステップＳ
４０へ進み、キャッシュ内読み出しく詳細はｌ８１１図
（ｇ））を行う、キャッシュメモリ２１からデータを読
み出してホストシステムへブータラ送ッテカラ、ステッ
プＳ ４２１’ＢＵＦ−ＳＩＺＥＩ ００を“Ｑ ＩＩ
にしてステップ３２４へ戻り、命令の残りの処理続行を
行う。 第１１図（ｇ）により、キャッシュ内読み出しサブルー
チンについて説明する。このサブルーチンはキャッシュ
メモリのある１つのバッファに１セクターでも必要とす
るデータがあれば（いわゆるヒツト）、更にそのバッフ
ァ内に存在する連続するデータを探し出して、その全て
の必要データをホストへ転送するものである。第１１図
（ｇ）にて、ステップ５１７０−３１７８はこのバッフ
ァ内にｊ！続して何セクターのデータが存在するかを調
べるものである。ステップ５１７６で５ＥＣＴＯＲＮＯ
−ＷＫ １０５が示すアドレスが範囲内であれば、ソノ
ｌｓ度Ｗｘ−ＢＳＩＺＥＩ １１ ヲｓＩ、ノ長すタけ
（１セクターの長さ〕カウントアツプするので、ステッ
プ３１７８へ米た時には、ＢＬＫＰＴＲＩ ０７にはヒ
ツトデータの存在するキャッシュメモリ内のアドレスヲ
、 ＷＫ−ＢＳＩＺＥＩ ｌ ｌ ニＩｔ ソ（７）長
すカ格納すレル。 そこで、ステップ５１７９，５１８０で口ＷＡＧ ５ヘ
セツトして、ステップ５１８２のホストデータトランス
ファサブルーチンを行ってキャッシュメモリ内に存在す
る必要なデータ全てをホストへ送る（ステップ３１８４
）、ステップ５１８５でしＡＴ４７を更新してステップ
３１８６で５ＥＧＴＯＲＮＯ１１２を更新する。 ５Ｅ
ＣＴＯＲＮＯＩ １２には境目の次のセクターアドレス
が格納されている。こうして、再びステップ３２４以下
を繰り返してデータをホストへ転送する。 次に、第１０図のＷＲＩＴＥ命令処理を説明する。 ＄９図（ａ）、（ｂ）と比較してみてもわかるように、
書込み命令は読み出し命令と殆ど変わりがないので、そ
の違いのみ（新規エリア書き込み処理サブルーチンとリ
ード済エリア内書き込み処理サブルーチン）を説明する
。 先ず、第１１図（ｈ）の新規エリア書き込み処理につい
て説明する。これは第１４図（ａ）の■、第１４図（ｂ
）のり、第１４図（ｃ）の■に対応する領域への書込み
である。 先ず、ステップ５１９０で新規にバッファを確保して、
ステップ５１９２，３１９４で管理テーブルを確保して
、その中に管理情報をセットする。この段階で、管理テ
ーブルの位置はＴＢＬＰＴＲ１０９で指定され、第４図
に従ってその管理テーブルがバッファを定義する。ステ
ップ３１９６で１セクタ読み出しを行う、これは前述し
たようにオフセットが存在する可能性があるからである
。 第１１図（ｅ）の１セクター読み田しサブルーチンでは
ステップ５２７０で５ＡＤＡ４３を分解して、シリンダ
アドレス等をディスク制御部２へ送り（ステップ３２７
２）、 ステップ５２７４でＤＩＡＣ５に必要な制御
データをセットして１セクタの読み出しを行う、読み出
しが終ったらステップ５１９ｇで０ＮＡＣ５の為に必要
なデータをセットしてホストデータトランスファサブル
ーチンを実行する。こうしてオフセットがあっても、先
頭の１セクターを読み出しおくので、オフセット内のデ
ータは破壊される事はない、ステップ５２０４で書き込
み要フラグ４２を“１″にセットして、 ＬＡＴ４７を
更新して、５ＥＣＴＯＲＮＯＩ ｌ ２を更新する。 第１１図（ｉ）のリード済エリア内書き込み処理サブル
ーチンについて説明する。これは第１４図（ｂ）の■、
第１４図（ｃ）の０にデータ書込みを行うもので、ＲＥ
ＡＤ命令の第１１図（ｇ）に対応する。キャッシュメモ
リ２１内に存在するヒツトブータラＢＬＫＰＴＲ１０７
、ＷＫ−ＢＳＩＺＥ ｌ １１ ｉ、： ヨり特定し、
この部分にホストシステム１４から書込みデータを転送
して重ね書きして、書き込み要フラグ４２を“１″にセ
ットするものである。 以上説明したように１本実施例によれば、先ず第１に、
ホストシステム１４はディスク側のデータ構造を考直す
る異なくディスクに対してデータアクセスする事が出来
る。この場合、前記実施例は便宜上複数のバッファをも
つディスク装置を用いて説明したが、バッファの数は１
つのＩ１０命令により転送されるデータ長に加えて、オ
フセット量を加えたバッファが１つあればよい事になる
。 第２に複数の可変長のバッファを持つ事により、従来の
ように１つの命令に対しても何度もバッファ確保する必
要も無く、それ故高速処理と効率的なバッファ管理が達
成される。 次に上記実施例の変形例について説明する。前述した実
施例ではオフセットは先頭のディスクセクターに生ずる
オフセットはディスク側にて解消しており、最後尾に生
ずるオフセットはホストシステム１４側で解消するとい
うものであった。これはホストシステム側では転送され
るべきデータ長がわかっているので可能となる。もしこ
の最後尾に生ずるオフセットもディスク側で解消しよう
としたら、そのようなオフセットをＴＡＩＬ−ＯＦＦＳ
ＥＴとすれば、第６図から ＴＡＩＬ−ＯＦＦＳＥＴ −ＲＮＯＸＳＬ−（ＬｉＥＮＧＴＨ＋ ０ＦＦＳＥＴ）
と求める事ができる。このＴＡＩＬ−ＯＦＦＳＥＴをＤ
ＭＡＣにデータトランスファ時にセットすれば容易にオ
フセットの解消が出来る。 又、書込み命令に対しては木実施例ではいわゆるＷＲＩ
ＴＥ ＴＨＲＯＵＧＨ方式を採用していないがこの方式
を採用した場合も全く同様に適用できる。 Ｅ効果」 以上説明したように本発明によれば、キャッシュメモリ
を読み…し又は書込み命令のデータ長に応じた可変長バ
ッファに分割する事により、高速のデータアクセスと効
率的なバッファ管理が可能となる。
、その目的は読み出し又は書込み命令のデータ長に応じ
た可変長バッファからなるキャッシュメモリを有するデ
ータ貯蔵装置を提供する事を目的とする。 Ｅ実施例」 以下、図面を用いて本発明に係る実施例を説明する。 第１図は１例として磁気ディスク装置（以下。 ディスク装置と略す）１３を用いたデータ貯蔵システム
で、ディスク装置１３が外部バス８を介してホストシス
テム１４と接続されている。ホストシステム１４はディ
スク装置１３に対してデータの記録、又は読み出しを行
い、データの加工等を行う、ディスク装ｆｉ１３は磁気
ディスク媒体、ヘッド等を含むディスク部ｌと、ヘッド
位置決め、データの読み／書き及びｃｐｕ ３等とのイ
ンターフニー東を行うディスク制御部２と、ホストシス
テム１４とディスク制御部２との間でダイレクトメモリ
アクセスを行う０ＮＡＣ５（ＤＩＲＥＣＴ ＭＥＭＯＲ
Ｙ ＡＣＥＳＳ Ｃ０ＮＴＲ０ＬＬＥＲ）と、後述する
管理テーブル及びキャッシュメモリとからなる大容量メ
モリ６と、ディスク装置全体を制御するＣＰυ３と、デ
ィスク装置１３を制御する制御プログラム（第８図等）
を格納するプログラムメモリ４と、第１２図（ａ）の如
き作業変数を格納するＲＡＭ１２と、ホストシステム１
４とディスク装置１３とのインターフェースを行うイン
ターフェース一部１６等から構成される。 インターフェース部１６は内部バス７と外部バス８の接
続を行う部分で１例えば、ホストシステム１４からデー
タが送られる時はＣＰυ３はインターフェース部１６を
起動して内部バス７と外部バス８とを接続する。更にＤ
ＭＡＣ５をも同時に起動して、ＤＭＡＣ５の制御の下に
インターフェース部１６と協同してホストシステム１４
からデータを転送して大容量メモリ６内の指定番地に格
納する。 又、インターフェース部１６はホストシステム１４から
の命令を受は取って、ｃｐｕ ３へ割り込みをかける事
も行う、第１２図（ｂ）にＤＭＡＣ５の制御情報を示す
６図中、 Ｈ−ＤＭＡ−ＳＴＡＲＴ １２０ ハ＊ ス
トシステム１４との間でのキャッシュメモリノ転送開始
アドレスを、 ）Ｉ−ＤＭＡ−ＳＩＺＥＩ ２１は同じ
く転送データ長を、トΩＭＡ−ＯＦＳＥＴ １２２はオ
フセット量ヲ表シ、一方Ｄ−ＤＮＡ−９ＴＡＲＴ １２
３１ｔティスクｆｌｊＪ１１部２との間でのデータ転送
開始アドレスを、Ｄ−ＤＭＡ−５ＩＺＥＩ ２４は同じ
く転送データ長を表わしている。これらのｃｐｕ ３と
インターフェース部１６との間の制御は制＠ｆｉ１５を
介して行われる。又、９はｃｐｕ ３とディスク制御部
２との間の制御線、ｌＯはＣＰ■３とＤＭＡＧ ５との
間の制御線、１１はＤＭＡＣ５とキャッシュメモリ６と
の間の制ｇｉ緑である。 第２図は大容量メモリ６内の構成を示す、大容量メモリ
６はキャッシュメモリ２１とキャッシュメモリ２１を管
理する管理情報を持つ管理テーブル２０とからなる。キ
ャッシュメモリ２１は複数のバッファに分割され、個々
のバッファの大きさはディスクの物理的な１セクターの
長さの整数倍の容量を持つ、データがディスク部ｌから
キャッシュメモリ２１へ読出され、又はホストシステム
１４からキャッシュメモリ２１へ書込まれようとする時
は、それに対応するテーブルが管理テーブル２０内に作
られる。 第３図はビットマツプ（ｂｉｔ■ａｐ）３０による個々
のバッファの管理方法を示している。ある１つのバッフ
ァ３１は１つの長さが１セクタ長に等しいブロックの集
り（ブロックｌ、ブロック２・・・）から成る。第３図
の例ではバッファ３１はｎ個のブロックから成っている
。即ち、ｎ個の１つのＩ１０命令により形成されたもの
である。各ブロックはビットマツプ３０の１ビツトと対
応している。そのビットが′１ｎの時は対応するブロッ
クが使用されている事を示し、“０″の時は未使用であ
る事を示す、新規にバッファを確保しようとする時はビ
ットマツプ３０を調べて、必要とするバッファの数だけ
” ｏ ”がＭ続するビットマツプ３０に対応したブロ
ックを求める。 第４図に管理テーブル２０を構成する１つのテーブルの
フォーマット例を示す、その構成を説明すると、４０は
対応するバッファに有効なデータが含まれているか否か
を示す使用フラグで”１”で使用、“０″で未使用を表
す、４１はディスクアドレス等の格納エリア（以下ＳＡ
）で、そのバッファに格納されたディスクデータに対応
する先頭のディスクアドレスをセーブしておく場所４５
（以下、５ＡＤＡ）及びそのディスクデータのブロック
数（＝セクタ数）を格納しておく場所４６（以下、５Ａ
ＢＬ）からなるセーブエリア（以下、ＳＡ）である、４
２はそのバッファのデータがディスクに未書き込みであ
るか否かを示す書き込み要フラグ、４３はバッファのア
ドレスポインタ（ＢＰ）、４４はそのバッファが最後に
アクセスされた時間を格納する場所（以下、ＬＡＴ ）
である。 第５図はホストシステム１４から送られてくる命令のフ
ォーマットを表す、５０は読みｍし命令で（“Ｏ゛′）
であるか、書き込み命令（“１″）であるかを示すビッ
ト（以下、Ｒ／Ｗ ）で、５１はホストシステム１４に
おける論理アドレス番号（以下、 ＳＮＯ） 、 ５２
はオフセット量を示すフィールド（以下、０ＦＦＳＥＴ
） 、 ５３は転送すべきデータ長を格納するフィー
ルド（以下、ＬＥ）ＩＧＴＨ）である、第６図は物理セ
クターとＳＮＯ５１，０ＦＦＳＥＴ５２及びＬＥＮＧＴ
Ｈ５３との関係を示す、このようにして、ディスクをア
クセスする時ディスクセクターアドレスをホストシステ
ム１４は知る必要はなくなる。 第７図（１１）〜Ｃｅ）はキャッシュメモリ２１内で有
効なデータが格納されている領域６０と命令で指定され
必要とされる領域との関係を様々な態様で示している。 ＳＨＯ，０ＦＦＳＥＴ、ＬＥＮＧＴＨからディスク装置
１３内で使う物理アドレスに変換するのは次のようにし
て行う。 実際の開始セクターアドレス（ＲＳＮＯ）−ＳＨＯ＋
（ＯＦＦＳＥＴ／ＳＬの商）実際のオフセット（ＲＯＦ
ＦＳＥＴ） 奪 ０ＦＦＳＥＴ ＋ （ＯＦＦＳＥＴ／ＳＬの商）
Ｘ ＳＬ実際のセクター数（ＲＨＯ） 禦（ＬＥＮＧＴＨ／ＳＬの商）◆（０又は１）（但し、
ＬＥＮＧＴＨ／ＳＬの余りが０”の時に“０″で、それ
以外の時は １”） 尚、 ＳＬはディスクセクターの１セクターの長さであ
る。このようにして求められたＲ５Ｎ０．ＲＯＦＦＳＥ
Ｔ、ＲＮＯは第１２図（ａ）のＲＯＭ１２に格納される
。 Ｒ５Ｎ０は更にシリンダ、ヘッド、セクタ御名アドレス
に変換される０例えば、 Ｒ５Ｎ０ Ｏ・・・０シリンダ、Ｏヘッド、ＯセクタＲ
５Ｎ０ ｌ・・・Ｏシリング、０ヘツド、１セクタＲ５
Ｎ０２・・・０シリンタ、０ヘツド、２セクタというよ
うに変換される。このような変換は本実施例では後述す
る制御プログラムで行う。 第１３図（Ｌ）〜（Ｃ）に基すいて読み出し処理の概略
を説明する。 第１３図（＆）はキャッシュメモリ２１に必要なデータ
が存在しない場合（いわゆるヒツトミス）で、新たにデ
ィスク部１からデータを読み出す場合を示している０図
中の斜線部は読み出されたデータ部を表している。その
データに対応するバッファは管理テーブル２０のＢＰＴ
Ｒ４３、ＢＬＥＮＧＴＨ４４で定義される。 第１３図（ｂ）は、既存の読出しデータ■内の１部に読
出し命令が必要とするデータ領域■が存在している時に
、更に残りの領域■をディスク部ｌから新規に読み出す
場合である。第１３図（Ｃ）は第１３図（ｂ）の逆で、
新規にデータ■を読み出してから、さらに既存のデータ
部■の中に必要とするデータ■が含まれている場合を示
している。既にキャッシュメモリ２１内に１部存在する
必要データは後述するキャッシュメモリサーチサブルー
チンによりＢＬＫＰＴＲＩ ０７及びＢＬＯＣＫＮＯ１
０８で定義される。 第１４図（ａ）〜（Ｃ）は書き込み命令に対して、第１
３図（ａ）〜（Ｃ）の読み出し命令と同じ操作を行った
時の動作概念図である。基本的には読み出しと同じであ
るが、書き込みに特徴的な事は新規にキャッシュメモリ
２１内にデータを１き込む時は、その先頭の１セクター
をディスク部ｌから前もって読み出しおくという事であ
る０通常、ディスク装置は必ず１セクタ一単位でしか読
出し又は書込みできないものであり、本実施例がホスト
システムのデータ構造とディスクのデータ構造が異なっ
ていてもデータの授受ができるようにオフセット量を設
定しているために、先頭の１セクターを前もって読み出
しおいて、オフセットをかけて、１セクターの途中から
データを書き込むというものである。このようにすれば
オフセットがかっていない部分のデータは破壊されない
。 次に、フローチャートに従って実施例の具体的動作を説
明する。第８図は制御手順の主フローである、Ｉ８９図
Ｃ＆）、（ｂ）は読出し命令処理を、第１０図は書込み
命令処理を、第１１図（ａ）〜（ｍ）はそれらの中で使
われるサブルーチンを示す。 第ｔ３図の主フローについて説明する。ステップＳ２．
Ｓ４は管理テーブル２０、ビットマツプ３０を初期化す
るものである。同じ＜ＲＡＭ１２み初期化される。全て
の内容が０クリアーされる。 ステップＳ６では命令がホストシステム１４から到着し
ているかをチェックする。これは通常インタフェース部
１６からの割込みで検知されるであろう。 先ず、命令が到着していない場合について説明する。命
令が未ていない場合はステップＳ６からステップＳ８へ
進み、書き込み要バッファの書込みサブルーチンを行う
、このサブルーチンの詳細は第１１図（ｂ）に示されて
いる。この様に、ディスク装置のアイドル時にディスク
への書き込みを行うのは、ホストシステム１４からディ
スクへの書き込み命令が米ても、ヘッドシーク等に時間
の要する書き込みを後回しにして、取りあえずキャッシ
ュメモリ２１にデータを書き込み、ホストシステム１４
をディスクオペレーションから開放して、ホストシステ
ム１４の処理効率を上げるためである。 第１１図（ｂ）に従って書き込み要バッファの書き込み
サブルーチンについて説明する。このサブルーチンはＷ
ＫＴＢＬＰＴＲＩ ｌ Ｏをインデックスにして管理テ
ーブル２０を順次サーチして、使用フラグ４０、書込み
要フラグ４２が“１″であるテーブルを探す（ステップ
５８２〜ステツプ８８８）、そのようなテーブルに対応
するＷＫ丁ＢＬＰＴＲ１１０により書込み要のバッファ
を特定できる。 テーブルが見付かると、ステップ３Ｂ９でＷＫＴＢＬＰ
ＴＲＩＩＯをＴＢＬＰＴＲＩ Ｏ９へ写し、置ＰＴＲＩ
０９をインデックスにしてステップ５９０で当該バッ
ファの内容をディスク部１に１込み、ステップＳ９２で
書込み要フラグ４２を０″にして第８図のステップＳ６
〜ステツプＳ８のループにリターンする。 次に命令を受は取った場合について説明する。 命令を受は取ると、第８図のステップＳ６からステップ
３１０に進み、前述したように、第５図の如きフォーマ
ットの命令を分解して、実際のセクターアドレス（ＲＳ
ＮＯ）、オフセット（ＲＯＦＰＳＥＴ） 、セクター数
（ＲＨＯ）を算出して第１２図（＆）に示されたように
ＲＡＭ １２に格納する０次にステップＳ１２でＲＪＮ
ＯＩ Ｏ１１ｓＥｃ：ＴＯＲＮＯ−１１Ｋ ｌ ０５及
び５ＥＣＴＯＲＮＯＩ ｌ ２へ内容をコピーする。
５ＥＣＴＯＲＮＯ−％ＩＫ １０５はこれをインデック
スにして１つの命令に対応する全セクターをサーチする
もので１例えばキャッシュメモリｚｌ内にデータが存在
するか否かを判断する時は、５ＡＤＡ４５≦５ＥＣＴＯ
ＲＮＯ−ＷＫ １０５≦５ＡＤＡ４５ ＋５ＡＢＬ４６
であるならば、少なくともＳＥＣ↑０ＲＮＯ−ＷＫ １
０５が指す１セクターはキャッシュメモリｚｌ内に存在
すると判断する。 ５ＥＣＴＯＲＮＯ１１２は第１３図
（、ｂ）又は（ｃ）若しくは第１４図（ｂ）〜（Ｃ）の
場合のように、読出し又は書込みしようとするデータの
一部が既にキャッシュメモリ２１内に存在する場合に、
その境目となるセクターアドレスを示す、 ＥＮＤＲＳ
ＮＯｌ ０２はその命令が示す最終セクターアドレスで
あって、Ｒ５Ｎ０１０１＋ＲＮＯ１０４で計算される０
次にステップＳ１４へ進み、ＢＵＦ−ＳＩＺＥＩ ００
を０にする。このＢＵＦ−ＳＩＺＥＩ ＯＯはディスク
ｌからキャッシュメモリ２１へ実際に読み込まれ又は書
込まれねばならないセクターの数、即ちバッファのサイ
ズを示・している。 受は取った命令が読み出し命令の場合について説明する
と、プログラムはステップＳ１８のＲＥＡＤ命令処理の
サブルーチンを実行する。第９図（ａ）、（ｂ）はモの
サブルーチンの詳細である。この読出し命令が第１３図
（ａ）のように、命令が必要とするデータがキャッシュ
メモリ２１内に存在しないとしよう、ステップ３２４〜
ステツプＳ３２のループは５ＥＣＴＯＲＮＯ−ＷＫ １
０５によりインデックスされるアドレスのディスクデー
タがキャッシュメモリ２１内に存在するか否かを調べ（
ステップＳ２６のキャッシュメモリサーチのサブルーチ
ン）て、そのようなデータがキャッシュメモリ内に見付
からない間は５ＥＣＴＯＲＮＯ−ＷＫ １０５カＥＮＤ
Ｒ５ＮＯｌ ０２ニタッｔ６ｔテＢＵＦ−８ＩＺＥＩ０
０をカウントアツプするというものである。 尚、ｘテ、プ５２８７＝７グＰＲＥＳＥＮＣＥＩ ０６
はキ４ｒ −／シュメモリヒツトした場合に“ｌ”とな
るフラグである。 ステップＳ ２４ テ５ＥｃＴＯＲＮＯ−ＷＫ １０５
≦ＥＮＤＲＳＮ０１０２、！：な６時ハステップＳ３
０によりＢＵＦ−９ＩＺＥ１００は必要とされるバッフ
ァの大きさを示している。ステップ３２４から３４４（
第９図（ｂ））へ進み、ステップ３４６で新規エリア読
み込み処理サブルーチンを行う、新規エリア読み込み処
理の詳細は第１１図（ｆ）に示されている。 このサブルーチンについて説明すると、先ずステップ５
ｉｓｏでバッファ確保処理（詳細は第１１図（ｄ））を
行うために、ステップ３１２０ヘジヤンプする。 第１１図（ｄ）のステップ５１２０ではＢＵＦ−８ＩＺ
Ｅ１００の長さで連続したエリアをビットマツプ３０上
でサーチする。そのようなバッファが見付かれば、ステ
ップ５１２２からステップ５１２６へ進み、そのバッフ
ァに対応する全てのブロックのビットマツプを′ｌ”に
して、リターンする。 そのようなバッファが見付からない場合はステップ５１
２４でバッファ掃出しサブルーチンを実行する。 第１１図（ｋ）のバッファ掃出しサブルーチンについて
説明する。このサブルーチンはＷＫＴＢＬＰＴＲｌｌｏ
をインデックスにして管理テーブルをサーチして、ＬＡ
Ｔ４７が一番古いバッファを捜す、このようなテーブル
が見付かると、そのテーブルの書込み要フラグ４２が−
１”である時はステップ５２６２でそのバッファの内容
をディスク部１へ書込み、使用フラグ４０を“０“にし
て（ステップ５２６４）、又対応するビットマツプを”
ｏ ”にしてもどり先ヘリターンする。バッファ掃出
しのアルゴリズムは本実施例ではアクセスタイムの一番
古いバッファをはきだすという方法を用いているが、そ
のバッファがアクセスされる度にアクセス頻度を更新し
てこのアクセス頻度も加味してバッファ掃出しを行うよ
うにしてもよい。 第１１図（ｄ）のバッファ確保サブルーチンからリター
ンして第１１図（ｆ）のステップ５１５２の管理テーブ
ル確保サブルーチンを実行する。 管理テーブル確保サブルーチンの詳細は第１１図（ｅ）
に示されており、このサブルーチンはＷＫＴＢしＰＴＲ
Ｉ １０をインデックスにして、管理テーブル２０を順
にサーチし使用フラグ４０が“ＯＮであるものを探す、
もし、管理テーブル２０に空きが無ければステップ５１
４０のバッファ掃き出し処理（詳細は第１１図（ｂ））
を行って確保し、ステップ３１４２で確保されたテーブ
ルを指すＷＫＴＢＬＰＴＲＩ １０をＴＢＬＰＴＲＩ
Ｏ９へ移す、そしてステップ５１４３で前のバッファ確
保サブルーチンで見付けたバッファのキャッシュメモリ
内のアドレスＣＢＰＲ？ ４３ ） 、その長さＢＬＥ
ＮＧＴＨ４４をＴＢＬＰＲＴＲ１０９を指すテーブルに
セット（第４図）し、さらにステップ３１４４で、その
テーブルの使用フラグ４０を１″にしてリターンする０
次にステップ５１５４の管理情報セットサブルーチン（
詳細は第１１図（ａ））を行う。 第１１図（Ｌ）では、ステップＳ ７０−ｔ’ＴＢＬＰ
丁Ｒ１０９を使ってテーブルをインデックスして、以下
管理テーブルの必要な情報をセットしてリターンする。 ステップ３７２の５ＡＤＡ−ＳＥＣＴＯＲＮＯＩ １２
はＳＥＣＴＯＲＮＯＩ ｌ ２が境目の先頭のアドレス
を指しているからである。又、ステップＳ７８のＬＡＴ
４７は現在時刻を格納し、このバッファが最後にアク
セスされた時間を示す。 第１１図（ｆ）のステップ５１５６へ戻りディスクＲ／
Ｗ処理（詳細は第１１図（ｍ））を行う。 このサブルーチンについて説明すると、第１１図（ｍ）
のステップ５２８０でＴＢＬＰＴＲＩ Ｏ９を参照し
、ステップ５２８２でＤＩＩＩＡＣ５の為にディスクリ
ートに必要なりＭＡＣｆｆｊＪｉｌ情報Ｄ−ＤＭＡ−Ｓ
ＴＡＲＴ １２３ 、 Ｄ−ＤＭＡ−ＳＩＺＥＩ ２４
をセットする（第１２図（ｂ）＃照）０次にステップ５
２８４で５ＡＤＡ４５を分解して、シリンダ、ヘッド、
セクターアドレス等をディスク制御部２へ送り、ステッ
プ３２８８でΩＭＡＣ５をスタートさせて実際にディス
ク部ｌからリードする。こうしてＢＰＴＲ４３に示され
たアドレスのキャッシュメモリ２１にＢＬＥＮＧＴＨ４
５の長さだけデータがリードされる。 次に第１１図（ｆ）のステップ５１５８へ戻り、ディス
ク部１から読み出したデータをホストシステム１４へ送
るために、ステップ３１５８でホスト転送に必要なりＭ
ＡＣ５の制御データをセットして（第１２１１４（ｂ）
）、ステップ５１６０のホストデータトランスファ（詳
細は第１１図（ｊ））を行う。 第１１図（ｊ）のホストデータトランスファサブルーチ
ンでは、ステップ５２４０でこれから転送しようとする
データが最初のセクターのデータを含むものであるかを
調べる。これは前述したようにオフセットが発生してい
る可能性があるからである。もし最初のセクターを含む
のであれば、ステップ５２４２で［ＩＮＡＣ５にオフセ
ット情報をセットする。ステップ５２４２６でＤにＡＣ
５をスタートし、さらにステップ３２４８でインターフ
ェース部１６をスタートして内部バスと外部バスを接続
し、第１１図（ｆ）のステップ５１６２へ戻り、キャッ
シュメモリ２１からホストシステムへのデータ転送を行
う、こうして新規エリア読み込みにより、キャシュメモ
リ２１内に存在しないデータをディスクから読み出して
ホストに転送して１つの命令を終了する。 次に第１３図（ｂ）のように、即ちキャッシュメモリ内
にデータが一部存在しているような読み出し命令が米た
場合について説明する。 第１３図（ＩＬ）の場合と同様、ステざブＳ６→Ｓ１０
→５１２→５１６→５１８→Ｓ２４と進んで、・ステッ
プ３２６のキャッシュメモリサーチサブルーチンを行う
。 キャッシュメモリサーチはｆｆｌｌｌ図（Ｃ）に詳しく
説明しであるようにキャッシュメモリ内にデータが存在
するか否かを管理テーブル２０をサーチする事によって
判断する（その結果はＰＲＥＳＥＮＣＥＩ ０６に反映
される）。 １４１１図（Ｃ）のステップ５１０２→３１０６→５１
０８→５１０２はテーブル内を探すループである。その
サーチ方法は使用フラグ４０が′″１″であるテーブル
があれば（ステップ３１０４）、そのテーブルがもつ５
ＡＤＡ４５ 、５ＡＢＬ４６を使ッテ、ステップ５１０
６（ｉＦ）範囲内ニＳＥＣＴＯＲＮＯ−ｗＫ １０５が
収まっているかを調べるものである。 もし範囲内であれば、少なくとも５ＥＣＴＯＲＮＯ−Ｗ
Ｋ １０５がインデックスするデータはキャッシュメモ
リ２１内にある事になり、その５ＥＧＴＯＲＮＯ−ＩＮ
Ｋ １０５に対応するキャッシュメモリ内のアドレスを
ＢＬＫＰＴＲＩ ０７、その大きさをＢＬＯＣＫＮＯＩ
Ｏ８へ格納しくステップ５１１０）、ステップ５１１
２でフラグＰＲＥＳＥＮＣＥＩ Ｏ６を′ｌ“′にして
ＴＢＬＰＴＲＩ Ｏ９をセットして（ステップＳ ｌ
１４）リターンする。 リターン先ステップＳ２８ではＰＲＥＳＥＮＣＥＩ ０
６が′ｌ°°であるので、ステップ５３４へ進む、ステ
ップＳ ３４ テＢｔｌＦ−９ＩＺＥ１００ カ” ０
”テアルカ否かを調べる。これは第１３図（Ｃ）の場合
のように、先にキャッシュメモリ上にないデータエリア
■があって、その途中で領域■にぶつかった場合も考え
られるからである。今の場合はＢＵＦ−９ＩＺＥ１００
＝０であるのでステップ３３８へ進み、再びＰＲＥＳＥ
ＮＣＥＩ ０ Ｂがｌ”であるか否かを調べる。ステッ
プ５３８の意味も第１３図（Ｃ）の場合のように、先ず
ステップＳ ３４ テＢｔｌＦ−５ＩＺＥ＝ ０でない
時に、新規エリア読み出しく既述した）処理を行ってか
らステップ３３８へ来た場合もあるからである。 ＰＲＥＳＥＮＣＥＩ ０６はｌ″であるからステップＳ
４０へ進み、キャッシュ内読み出しく詳細はｌ８１１図
（ｇ））を行う、キャッシュメモリ２１からデータを読
み出してホストシステムへブータラ送ッテカラ、ステッ
プＳ ４２１’ＢＵＦ−ＳＩＺＥＩ ００を“Ｑ ＩＩ
にしてステップ３２４へ戻り、命令の残りの処理続行を
行う。 第１１図（ｇ）により、キャッシュ内読み出しサブルー
チンについて説明する。このサブルーチンはキャッシュ
メモリのある１つのバッファに１セクターでも必要とす
るデータがあれば（いわゆるヒツト）、更にそのバッフ
ァ内に存在する連続するデータを探し出して、その全て
の必要データをホストへ転送するものである。第１１図
（ｇ）にて、ステップ５１７０−３１７８はこのバッフ
ァ内にｊ！続して何セクターのデータが存在するかを調
べるものである。ステップ５１７６で５ＥＣＴＯＲＮＯ
−ＷＫ １０５が示すアドレスが範囲内であれば、ソノ
ｌｓ度Ｗｘ−ＢＳＩＺＥＩ １１ ヲｓＩ、ノ長すタけ
（１セクターの長さ〕カウントアツプするので、ステッ
プ３１７８へ米た時には、ＢＬＫＰＴＲＩ ０７にはヒ
ツトデータの存在するキャッシュメモリ内のアドレスヲ
、 ＷＫ−ＢＳＩＺＥＩ ｌ ｌ ニＩｔ ソ（７）長
すカ格納すレル。 そこで、ステップ５１７９，５１８０で口ＷＡＧ ５ヘ
セツトして、ステップ５１８２のホストデータトランス
ファサブルーチンを行ってキャッシュメモリ内に存在す
る必要なデータ全てをホストへ送る（ステップ３１８４
）、ステップ５１８５でしＡＴ４７を更新してステップ
３１８６で５ＥＧＴＯＲＮＯ１１２を更新する。 ５Ｅ
ＣＴＯＲＮＯＩ １２には境目の次のセクターアドレス
が格納されている。こうして、再びステップ３２４以下
を繰り返してデータをホストへ転送する。 次に、第１０図のＷＲＩＴＥ命令処理を説明する。 ＄９図（ａ）、（ｂ）と比較してみてもわかるように、
書込み命令は読み出し命令と殆ど変わりがないので、そ
の違いのみ（新規エリア書き込み処理サブルーチンとリ
ード済エリア内書き込み処理サブルーチン）を説明する
。 先ず、第１１図（ｈ）の新規エリア書き込み処理につい
て説明する。これは第１４図（ａ）の■、第１４図（ｂ
）のり、第１４図（ｃ）の■に対応する領域への書込み
である。 先ず、ステップ５１９０で新規にバッファを確保して、
ステップ５１９２，３１９４で管理テーブルを確保して
、その中に管理情報をセットする。この段階で、管理テ
ーブルの位置はＴＢＬＰＴＲ１０９で指定され、第４図
に従ってその管理テーブルがバッファを定義する。ステ
ップ３１９６で１セクタ読み出しを行う、これは前述し
たようにオフセットが存在する可能性があるからである
。 第１１図（ｅ）の１セクター読み田しサブルーチンでは
ステップ５２７０で５ＡＤＡ４３を分解して、シリンダ
アドレス等をディスク制御部２へ送り（ステップ３２７
２）、 ステップ５２７４でＤＩＡＣ５に必要な制御
データをセットして１セクタの読み出しを行う、読み出
しが終ったらステップ５１９ｇで０ＮＡＣ５の為に必要
なデータをセットしてホストデータトランスファサブル
ーチンを実行する。こうしてオフセットがあっても、先
頭の１セクターを読み出しおくので、オフセット内のデ
ータは破壊される事はない、ステップ５２０４で書き込
み要フラグ４２を“１″にセットして、 ＬＡＴ４７を
更新して、５ＥＣＴＯＲＮＯＩ ｌ ２を更新する。 第１１図（ｉ）のリード済エリア内書き込み処理サブル
ーチンについて説明する。これは第１４図（ｂ）の■、
第１４図（ｃ）の０にデータ書込みを行うもので、ＲＥ
ＡＤ命令の第１１図（ｇ）に対応する。キャッシュメモ
リ２１内に存在するヒツトブータラＢＬＫＰＴＲ１０７
、ＷＫ−ＢＳＩＺＥ ｌ １１ ｉ、： ヨり特定し、
この部分にホストシステム１４から書込みデータを転送
して重ね書きして、書き込み要フラグ４２を“１″にセ
ットするものである。 以上説明したように１本実施例によれば、先ず第１に、
ホストシステム１４はディスク側のデータ構造を考直す
る異なくディスクに対してデータアクセスする事が出来
る。この場合、前記実施例は便宜上複数のバッファをも
つディスク装置を用いて説明したが、バッファの数は１
つのＩ１０命令により転送されるデータ長に加えて、オ
フセット量を加えたバッファが１つあればよい事になる
。 第２に複数の可変長のバッファを持つ事により、従来の
ように１つの命令に対しても何度もバッファ確保する必
要も無く、それ故高速処理と効率的なバッファ管理が達
成される。 次に上記実施例の変形例について説明する。前述した実
施例ではオフセットは先頭のディスクセクターに生ずる
オフセットはディスク側にて解消しており、最後尾に生
ずるオフセットはホストシステム１４側で解消するとい
うものであった。これはホストシステム側では転送され
るべきデータ長がわかっているので可能となる。もしこ
の最後尾に生ずるオフセットもディスク側で解消しよう
としたら、そのようなオフセットをＴＡＩＬ−ＯＦＦＳ
ＥＴとすれば、第６図から ＴＡＩＬ−ＯＦＦＳＥＴ −ＲＮＯＸＳＬ−（ＬｉＥＮＧＴＨ＋ ０ＦＦＳＥＴ）
と求める事ができる。このＴＡＩＬ−ＯＦＦＳＥＴをＤ
ＭＡＣにデータトランスファ時にセットすれば容易にオ
フセットの解消が出来る。 又、書込み命令に対しては木実施例ではいわゆるＷＲＩ
ＴＥ ＴＨＲＯＵＧＨ方式を採用していないがこの方式
を採用した場合も全く同様に適用できる。 Ｅ効果」 以上説明したように本発明によれば、キャッシュメモリ
を読み…し又は書込み命令のデータ長に応じた可変長バ
ッファに分割する事により、高速のデータアクセスと効
率的なバッファ管理が可能となる。
第１図は実施例に係るディスク装置とホストシステムと
の接続構成を示した図。 第２図は管理テーブルとキャッシュメモリとの関連構造
を表した図、 第３図はビットマツプとそれに対応するブロックとの関
連を示した図。 第４図は管理テーブルのフォーマット図、第５図は命令
のフォーマット図。 第６図は論理アドレスと物理アドレスとの関連を表した
図、 ＷＳ７図（＆）〜（ｅ）はキャッシュメモリ内にあるデ
ータとＩ１０命令で転送するデータとの態様を表した図
。 第８図は実施例の制御手順の主フローチャート、 第９図（ａ）、（ｂ）はＲＥＡＤ命令処理（７）７０−
チャート、 第１０図はＷＲＩＴＥ命令処理のフローチャート、 １！１１図（ａ）〜（ｍ）は各サブルーチンのフローチ
ャート、 第１２図Ｃ＆）はＲＡＭ内の作業変数のレイアウト 図
。 第１２図（ｂ）はＤＨＡＣ制御のための設定データを表
す図。 第１３図（ａ）〜（Ｃ）はＲＥＡ口命令に対する動作概
念図。 第１４図（ａ） 〜（ｃ）はＷＲＩＴＥ命令に対する動
作概念図である。 特許出願人 キャノン株式会社 第７図 （ｏ）（ｂ） （ｄ） ” （Ｃ） 第９図 （ｂ） 第１１凶 （”Ｇ”） ＠＋ ＋Ｂ （ｊ） 第１１因 （Ｌ） 第１１因 （ｍ） 第１２図 （０） 第１４図
の接続構成を示した図。 第２図は管理テーブルとキャッシュメモリとの関連構造
を表した図、 第３図はビットマツプとそれに対応するブロックとの関
連を示した図。 第４図は管理テーブルのフォーマット図、第５図は命令
のフォーマット図。 第６図は論理アドレスと物理アドレスとの関連を表した
図、 ＷＳ７図（＆）〜（ｅ）はキャッシュメモリ内にあるデ
ータとＩ１０命令で転送するデータとの態様を表した図
。 第８図は実施例の制御手順の主フローチャート、 第９図（ａ）、（ｂ）はＲＥＡＤ命令処理（７）７０−
チャート、 第１０図はＷＲＩＴＥ命令処理のフローチャート、 １！１１図（ａ）〜（ｍ）は各サブルーチンのフローチ
ャート、 第１２図Ｃ＆）はＲＡＭ内の作業変数のレイアウト 図
。 第１２図（ｂ）はＤＨＡＣ制御のための設定データを表
す図。 第１３図（ａ）〜（Ｃ）はＲＥＡ口命令に対する動作概
念図。 第１４図（ａ） 〜（ｃ）はＷＲＩＴＥ命令に対する動
作概念図である。 特許出願人 キャノン株式会社 第７図 （ｏ）（ｂ） （ｄ） ” （Ｃ） 第９図 （ｂ） 第１１凶 （”Ｇ”） ＠＋ ＋Ｂ （ｊ） 第１１因 （Ｌ） 第１１因 （ｍ） 第１２図 （０） 第１４図
Claims (1)
- データ貯蔵手段と、キャッシュメモリと、外部からのデ
ータ転送命令によりデータ転送を行うデータ転送手段と
をデータ貯蔵装置において、データ転送命令は少なくと
も前記データ貯蔵手段に関するアドレス情報とデータ転
送長を表わす転送長情報とをもち、該アドレス情報と転
送長情報に応じたバッファを前記キャッシュメモリ内に
設けるバッファ分割手段とを更に有する事を特徴とする
データ貯蔵装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP60050383A JPS61210446A (ja) | 1985-03-15 | 1985-03-15 | デ−タ貯蔵装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP60050383A JPS61210446A (ja) | 1985-03-15 | 1985-03-15 | デ−タ貯蔵装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS61210446A true JPS61210446A (ja) | 1986-09-18 |
Family
ID=12857346
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP60050383A Pending JPS61210446A (ja) | 1985-03-15 | 1985-03-15 | デ−タ貯蔵装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS61210446A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5081176A (en) * | 1990-09-24 | 1992-01-14 | General Electric Company | Polyalkylene Terephthalate compositions having improved burning characteristics |
| WO2004077299A1 (ja) * | 2003-02-27 | 2004-09-10 | Fujitsu Limited | キャッシュメモリ |
| JP2006510992A (ja) * | 2002-12-17 | 2006-03-30 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | ライン幅を選択的に変更することが可能なメモリ |
-
1985
- 1985-03-15 JP JP60050383A patent/JPS61210446A/ja active Pending
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5081176A (en) * | 1990-09-24 | 1992-01-14 | General Electric Company | Polyalkylene Terephthalate compositions having improved burning characteristics |
| JP2006510992A (ja) * | 2002-12-17 | 2006-03-30 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | ライン幅を選択的に変更することが可能なメモリ |
| JP4741844B2 (ja) * | 2002-12-17 | 2011-08-10 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | ライン幅を選択的に変更することが可能なメモリ |
| WO2004077299A1 (ja) * | 2003-02-27 | 2004-09-10 | Fujitsu Limited | キャッシュメモリ |
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