JPS62210555A - デイスクキヤツシユ制御方式 - Google Patents

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、ディスクキャッシュ制御装置の制御方式に関
し、特にＩＣメモリからなるキャッシユへのデータのロ
ードにおいて、ディスク媒体の回転待ちをなくシ、前記
ロードの処理時間を短縮させる制御方式に関するもので
ある。

〔発明の背景〕

中央処理装置とディスク装置との間にＩＣメモリを設置
し、ディスク装置に記録されているデータの写しを前記
ＩＣメモリに格納しておくことにより、高速なデータア
クセスを可能とするディスクキャッシェが実現されてい
る。

一般的に上記ＩＣメモリ（以下キャッシュと呼ぶ）の記
憶容量は、ディスク装置の記憶容量に比・して数％ある
いはそれ以下であるので、ディスク装置に記録されてい
るデータのごく一部しかキャッジ−に格納することがで
きない。したがりて、中央処理装置によってアクセスさ
れる可能性の貰いデー名をキャッシュに保持するために
、ディスクキャッシュ制御装置は、中央処理装置のアク
セスに応じて、キャッシュ内のアクセスされる可能性の
低いデータを削除し、キャッシュ内に存在していないア
クセスされる可能性の高いデータと入れ替える処理を行
なうことが必要である。

上記入れ替え処理（以下ロードと呼ぶ）は、ディスクキ
ャッシュ制御装置及びディスク装置の使用率を増加させ
るので、ロードの頻発は、キャッシュの効果を打消し、
逆にディスクサブシステムの性能を低下させる要因とな
る。この性能低下の要因を解消、あるいは、その影響を
軽減させることは、ディスクキャッシュにとって、重要
な課題の１つである。

第６図は、現在液も一般的なＣＫＤ方式におけるディス
ク装置の１トラック上のデータを示した。

、ものであり、ここでは、ＨＡ　（Ｈｏｍｅ　Ａｄｄｒ
ｅｓｓ　）と。

Ｒｏ乃至Ｒ３の４つのレコードがある例を表わしている
ｏ　Ｒ１乃至Ｒ５は、夫々Ｃ（Ｃｏｕｎｔ　）　ｓ　Ｋ
　（Ｋｅｙ、）、Ｄ　（１）ａｔａ　）の３つのフィー
ルドから成り、ＲｏはＣＤの２つのフィールドから成る
。Ｃフィールドには、レコードＩＤ、Ｋ及びＤフィール
ドの長さ等が記録されている。

上述した如きディスク装置のロードにおいては、対象と
するレコードが可変長の場合、キャッジ−を夫々がディ
スク装置の１トラックの全データを格納するに充分な大
きさを持つ領域に予め分割しておき、該領域（以下トラ
ックスロットと呼ぶ）Ｋ１１トラック上の全レコードを
転送する方式が普通である。

トラックスロット上には、第７図（ａ）に示すように、
ＨＡからＲｓの各レコードがディスク装置のトラック上
と同じ順序で配置されることが望ましい。何故なら、例
えば第７図（ｂ）の如＜　Ｒ２、Ｒｓ　。

ＨＡ　、　Ｒｏ　、　Ｒ＋の順にレコードを配置した場
合、当該トラックに対して形式書込みを処理できない（
例えばＲ３の後方にＲ４を書足すことができない９等の
不都合を生じる怖れがあるからである。

トラックスロット上に、ディスク装置のトラック上と同
じ順序でレコードを配置する最も簡単な方法は、ＨＡか
ら読み始めることである。しかしながらこの方法は、デ
ィスク装置のデータヘッドの前方にＨＡが回転してくる
のを待つ必要があり、この待ち時間は、前述した如く、
ディスク装置の使用率を増加させ、ディスクサブシステ
ムの性能を低下させる要因となるので、好ましくない。

そこで、上記の待ち時間を排除するために、ディスク装
置のデータヘッドに最寄りのレコード、すなわち、デー
タヘッドが例えば第６図のＡの位置にあったとすると、
データヘッドが最初に通過するＲ２から、読出しを開始
することが必要である。

上述の如く、最寄りのレコードから読出しを開始する技
術は、特開昭５６−１６２５７号に見ることができる。

しかしながら、この従来技術は読出しを開始する技術を
開示するに留まり、読出された一レコードがトラックス
ロット上にどのように配置されるかについては、何ら配
慮していない。

〔発明の目的〕

本発明は、上記事情に鑑みてなされたもので、上述した
如きディスク装置の１トラックの全レコードのロードに
おいて、データヘッドに最寄りのレコードから読出しを
開始し、ディスク装置のトラック上と同じ順序でトラッ
クスロット上にレコードを配置するロード制御方式を提
供することを目的とする。

〔発明の概要〕 上記目的を達成するための重要なキーポイントは、ディ
スク装置から最初に読出されるレコードが格納されるべ
き適切なアドレスを決定することである。この適切なア
ドレスとは、例えば第７図において最初に続出されるレ
コードがＲ２のとき、そのＣフィールドの最初のバイト
が書込まれるＢのアドレスを指す。しかしながら、これ
を直接に決定することは困難である。何故なら、上記ア
ドレスの決定は、ディスク装置からのデータの続出七が
開始される以前に、すませておかなければならないから
である。

そこで本発明では、先ず最寄りのＣフィールドを一旦空
読みしくトラックスロットには書込まない）、そのＣフ
ィールドに記録されているセル番号をもとに、次のにフ
ィールドの書込まれるアドレス（第７図のＣ）を算出す
る。ここでセル番号とは、ディスク装置のトラックを一
定のバイト数で等分割したときの夫々の分割部分に、所
定の基準点から順に付与した番号であり、例えば特開昭
５５−５７９６６号公報に示されている。セル番号は、
簡単な変換により、イ／デクスマーカから当該Ｃフィー
ルドの終端までのバイト長に換算できるので、上述のア
ドレスの決定に用いることができる。

〔発明の実施例〕

以下、本発明の一実施例を第１図乃至第７図を参照して
説明する。

第１図は、本発明が実施される計算機システムの構成例
を示した図であり、本実施例に係る計算機システムは、
中央処理装置１０．人出力チャネール１１、ディスクキ
ャッシュ制御装置１２、ディスク装置１３からなる。ま
た、ディスクキャッジ−制。

押装置１２は、２つの記憶ディレクタ１４、キャッシュ
１５、ディレクトリ１６からなる。キャッシュ１５は、
前述した如くトラックスロット１７に細分されている。

また、ディレクトリ１６は、トラックスロット１７に格
納されているデータの登録テーブルとして記憶ディレク
タ１４によって更新、参照されるＩＣメモリである。

第２図は、ディレクトリ１６の記憶内容の構成図である
。ディレクトリ１６は、夫々が１つのトラックスロット
１７と対応付けられたディレクトリブロック１８から成
り、ディレクトリブロック１８には、トラック番号２０
１トラックスロツト先頭アドレス２１、データ終端アド
レス２２、フラグ２３、ロード開始アドレス２４、ロー
ド終了アドレス２５が記憶されている。トラック番号２
ｏは、対応するトラックスロット１７に格納されている
データのディスク装置番号、シリンダ番号、ヘッド番号
を含む。トラックスロット先頭アドレス２１は、対応す
るトラックスロット１７が始まるキャッジ：Ｌ１５のア
ドレスを指し、データ終端アドレスは、対応するトラッ
クスロット１７に格納され。

ている最終のレコードのＤフィールドの終端を指。

す。フラグ２３、ロード開始アドレス２４、ロード終了
アドレス２５は、本発明を実施する上で新たに設置した
ものであり、その詳細については後述する。

第３図は、トラックスロット１７にデータを書込むとき
、あるいは書込まれているデータを読出すときに使用さ
れるアドレスポインタ３０とカウンタ３１を示したもの
であり、これらのアドレスポインタ３０とカウンタ３１
はキャッジ３１５内に設、置されている。１つのフィー
ルドをディスク装置１３から読出し、トラックスロット
１７へ書込む場合を例にとって、アドレスポインタ３０
とカウンタ３１の動作を説明する。ディスク装置１３か
ら最初のデータを受取る前に、アドレスポインタ５０に
は前記最初のデータが書込まれるキャッシユ１５のアド
レスが、カウンタ３ｊには書込むバイト数、が、記憶デ
ィレクタ１４のファームウェアによってセットされる。

その後、ディスク装置１３から読出しデータを受取ると
、アドレスポインタ３０の示すアドレスに受取ったデー
タを書込み、アドレ。

スポインタ３０をインクリメントし、カウンタ３１をデ
クリメントし、これをカウンタ３１の値が１０７になる
までくり返す。

以上の如く構成された本実施例に係る計算機システムの
動作を、第４図に示す記憶ディレクタ１４の７アームウ
エアの動作手順に沿って説明する。

なお、以下の説明では第６図に示すトラックをロードす
るものとする。

まず、記憶ディレクタ１４は、フラグ２３に０をセット
（処理１００）シ、ディスク装置１３にシーク命令を発
行して、データヘッドを第６図に示すトラックに位置付
ける（処理１０１）。

位置付けが完了すると、記憶ディレクタ１４は、Ｃフィ
ールドの読出し命令をディスク装ｆ’１１３に発行する
。該命令により、ディスク装置は、よく知られているよ
うに、Ｒ１以降のＣフィールドの前に書込まれているア
ドレスマーカを探し始める。

もしも、トラック終端までにアドレスマーカが見つから
なければ、ディスク装置１３はインデクスを記憶ディレ
クタ１４′ＶＣ報告する。このとき記憶ディレクタは経
路２００をたどるが、これについては後述する。該命令
発行時、データヘッドが第６図の地点Ａにあったとする
と、ディスク装置１３は、Ｒ２のアドレスマーカを見つ
け、Ｒ２のＣフィールドを記憶ディレクタ１４に転送す
る。記憶ディレクタ１４は、経路２０１をたどりて、Ｒ
２のＣフィールドのデータを受取り（処理１０３）、そ
のセル番号を適当な場所に記憶しく処理１０４）、フラ
グ２３に１をセット（処理１０５）する。

処理１０６では、読出したＣフィールドのセル番号から
、該レコードのにフィールドを書込むアドレスを算出す
る。まず、セル番号をインデクスマー力から当該Ｃフィ
ールド終端までのバイト長に変換する。この変換は、一
般に簡単な乗算によって実現される。次に上記バイト長
にトラックスロット先頭アドレス２１を加算する。この
加算結果−なそのままにフィールドの書込みアドレスと
することは好ましくない。何故なら、キャッジ−で次フ
ィールド間のギャップは不要であるので、トラックスロ
ット１７には各フィールドのみが詰め壬書込まれるのが
普通であるのに対し、上記バイト長はフィールド間のギ
ャップまで含めた長さであるので、上記加算結果をその
まま用いることは、トラックスロット１７の大きさを必
要以上に大きく設定しておかなければならない結果を招
くからである。そこで、上述の加算結果からギャップつ
長さを減算する補正が必要となる。ＣＫＤ方式の特質と
して、１つのＣフィールドを読出しただけでは１当該Ｃ
フイールドの前に存在する全てのギャップを知ることは
できない。したがって、上記補正は、予め存在している
ことが確定しているギャップ、すなわち第６図に示すギ
ャップ１、ギャップ２、ギャップ３、及びギャップ４と
、当該Ｃフィールド以前に存在するディスク媒体上の書
込み不能部分を回避するために充填される特殊ギャップ
（ＩＩ示せず）の如くＣフィールド読出しにより直ちに
その所在が判明するギャップについて、夫々の長さを減
することができるに留まる。しかしながら、上記補正に
より、トラックスロット１７の大きさを、最大長レコー
ドが書かれているときの夫々のフィールドの長さの総和
より大きく段進することを避けることができる。

以上の如くして算出したにフィールドの書込みアドレス
を、ロード開始アドレス２４に記憶し、アドレスポイン
タ３０にセットする。この時点におけるアドレスポイン
タ３０及びロード開始アドレス２４のポイントするとこ
ろを、第５図（ａ）に示す０ 続いて、処理１０７よりトラックスロット１７へのフィ
ールド書込みを開始する。まず、処理１０７では、次に
書込むフィールドの長さ、すなわち今の例では、Ｒ２の
にフィールドの長さを、カウンタ３１にセットする。そ
して、ディスク装置１３に読出し命令を発行して、ディ
スク装置１３から受取りたデータをトラックスロット１
７へ転送する（処理１０８）。１つのフィールドでの書
込み動作は、−既に説明した通りである。

１つのフィールドを転送した後、次のフィールドまでの
ギャップ中に１記憶デイレクタ１４は処理１０９以降を
処理する。今転送したフィールドはにフィールドである
ので、記憶ディレクタ１４は、経路２０３及び２０７を
たどり、次のＤフィールドを転送するために処理１０７
へ戻る。ここで、アドレスポインタ３０は、前述した如
くにフィールドの転送により既ＫＫフィールドの長さだ
けインクリメントされているので、改めてセットする必
要ヲ主ない。

Ｒ２のＤフィールドの転送が終了すると、記憶ディレク
タ１４は、経路２０４及び２０５をたどり、続＜　Ｒｉ
のＣフィールドを転送する。

Ｃフィールド転送後は、経路２０３及び２０８をたどる
。処理１１５では、フラグ２３は処理１０５で１にセッ
トされているので、処理１１６へ続く。

処理１１６では、全てのフィールドを転送し終ったかど
うかの判定を行なう。これは、最初に読出したＣフィー
ルドに、ディスク装置１３のトラッ−りが１回転して戻
ってきたかを判定することであり、具体的には、処理１
０４で記憶したセル番号と今転送したＣフィールドのセ
ル番号とを比較することで実現される。今の例では、前
者はＲ２のＣフィールドのセル番号であり、後者はＲｉ
のＣフィールドのセル番号であるので、結果は不一致で
あり、経路２１１をたどって処理１０７へ戻る。

以後、同様の動作をくり返して、最終レコード（ここで
はＲｓ　）のＤフィールドの転送が終わったとき、記憶
ディレクタ１４は、経路２０４及び２０６をたどり、ア
ドレスポインタ３０の値をデータ終端アドレス２２に記
憶（処理１１１）する。また、フラグ２３には１がセッ
トされているため、アドレスポインタ３０にトラックス
ロット先頭アドレス２１をセット（処理１１３）する。

そして、処理１０７へ戻るが、ここでの次に転送するフ
ィールドはＨＡである。この時点のトラックスロット１
７及び各ポインタの状況を第５図（ｂ）に示す。

ＨＡに続いて、Ｒｏ　、　Ｒ１と転送し、Ｒ２の０フイ
ールドの転送が終わったとき、記憶ディレクター１４は
、経路２１２をたどって、アドレスポインタ３ｑの値を
ロード終了アドレス２５に記ｆ！（処理１１７）して、
ロードを終了する。ロード終了時のトラックスロット１
７及び各ポインタの状況を第５図（ｃ）Ｋ示す。

第５図（Ｃ）に示すように、ロード開始アドレス２４と
ロード終了アドレス２５は、多くの場合において一致せ
ず、したがってＲ２のＣフィールドとにフィールドの間
にすき間４０が存在する。これは、前述したように、処
理１０６で実在する全てのギャップ長を減算していない
ことによるものであるが、ロード終了アドレス２５がロ
ード開始アドレス２４より大きくなること、すなわちＲ
２のＣフィールドがＲ２のにフィールド以降に重ね書き
されてししまうことは決してない。

なお、処理１０２においてアドレスマーカが見つからな
かったとき、すなわちディスク装置１３からインデクス
が報告されたときは、第４図の動作手順から明らかなよ
うに、ＨＡから転送を始め、ＲｓのＤフィールドの転送
でロードを終了する。

この場合のロード終了時の状況は、第５図（０）と同様
にＨＡからＲｉのＤフィールドまで順に配置されるが、
Ｒ２のＣフィールドとにフィールドの間にすき間がない
こと、及びロード開始アドレス２４とロード終了アドレ
ス２５とが不確定であることの相違がある。当該相違点
は、７ラグ２３が′″０′にセットされていることで判
別される。

以上の様にして、データヘッドに最も近いレコードから
読み出しを開始し、ディスク装置１３のトラック上と同
じ順序でトラックスロット１７上にフィールドを配置す
る。

次に、第５図（Ｑ）に示されるようにロードされたトラ
ックスロット１７をアクセスするとき、すき間４０を回
避する方法について説明する。

フィールドの読出し、あるいは更新書込みの場合には、
各Ｃフィールドの終わりで、７ラグ２３を検査する。も
しフラグ２３が１にセットされ【いれば、現在のアドレ
スポインタ３０の値とロード終了アドレス２５の内容と
を比較し、一致したならば、ロード開始アドレス２４の
内容をアドレス−ポインタ３０にセットする。これによ
り、Ｃフィールドとにフィールドの間のすき間４０をス
キップすることができる。

形式書込みの場合には、Ｃフィールドをトラックスロッ
ト１７に書込んだ後、同様にフラグ２３を検査する。フ
ラグ２３が１にセットされていれば、現在のアドレスポ
インタ３０の値とロード終了アドレス２５の内容とを比
較し、前者が後者以下であれば、フラグ２３に０をセッ
トする。すなわち、形式書込みにおいては、Ｃ，に、Ｄ
フィールドをつめて書込むので、Ｃフィールドとにフィ
ールドの間にすき間を有するレコード以前のレコードを
形式書込みした場合には、書込み後、前記すき間は存在
しなくなるためである。

〔発明の効果〕

本発明によれば、ディスク装置の１トラックの全レコー
ドのロードにおいて、データヘッドに最寄りのレコード
から読出しを開始し、ディスク装置のトラック上と同じ
順序でトラックスロット上にレコードを配置するので、
ロードの際のディス・り装置の回転待ちがなくなる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例が適用される計算機システム
の構成図、第２図はディレクトリの記憶内容構成図、第
３図はアドレスポインタ及びカウンタの動作説明図、第
４図はロードにおける記憶ディレクタの動作フローチャ
ート、第５図（’）　＋　（ｂ）、。 （０）は夫々トラックスロットのフィールド格納状況図
、第６図は１トラック上のフィールド説明図、第７図（
ａ）、（ｂ）は夫々トラックスロットの状態図である。 １０・・・中央処理装置、１１・・・入出力チャネル、
１２・・・ディスクキャッシェ制御装置、１３・・・デ
ィスク装置、１４・・・記憶ディレクタ、１５・・・キ
ャッシュ、１６・・・ディレクトリ、１７・・・トラッ
クスロット−２３・・・フラグ、２４・・・ロード開始
アドレス、２５・・・ロード終了アドレス、３０・・・
アドレスポインタ、３１・・・カウンタ。 、′　・ 代理人弁理士　小　　川　　勝　　ｉ 乃　１　記 躬４ｍ 躬５０

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、ディスク装置に記録されているデータの写しを格納
   するキャッシュメモリを有し、中央処理装置の発行する
   入出力命令に応じて前記データをディスク装置のトラッ
   クを単位として前記キャッシュメモリへロードするディ
   スクキャッシュ制御装置において、前記ロードを開始す
   るとき、ディスク装置のデータヘッドに最も近いレコー
   ドに記録されているレコード位置情報を検出し、該レコ
   ードのキャッシュメモリ上の格納アドレスを算出し、該
   算出結果に基づいて後続のフィールド及びレコードをロ
   ードし、前記レコードからロードを開始して１トラック
   上の全てのデータをロードし、ディスク装置に記録され
   ている順序と同じ順序でレコードをキャッシュメモリ上
   に配置することを特徴とするディスクキャッシュ制御方
   式。 ２、前記レコード位置情報もキャッシュメモリにロード
   し、該レコード位置情報を用いてキャッシュメモリ上の
   セクタ位置付けを行なうことを特徴とする特許請求の範
   囲第１項記載のディスクキャッシュ制御方式。