JPS63247853A - Ｄａｓｄキヤツシユ管理方法 - Google Patents

Ｄａｓｄキヤツシユ管理方法

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JPS63247853A
JPS63247853A JP63032994A JP3299488A JPS63247853A JP S63247853 A JPS63247853 A JP S63247853A JP 63032994 A JP63032994 A JP 63032994A JP 3299488 A JP3299488 A JP 3299488A JP S63247853 A JPS63247853 A JP S63247853A
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    • G—PHYSICS
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  • General Physics & Mathematics (AREA)
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  • Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
  • Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
  • Debugging And Monitoring (AREA)
  • Spectrometry And Color Measurement (AREA)
  • Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (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。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、記憶媒体の欠陥によるディスク・セクタ・エ
ラーを取り扱えるように、直接アクセス記憶装置（ＤＡ
ＳＤ）キャッシュを備えたデータ処理システムの動作方
法を改良することに関する。
具体的には、ＤＡＳＤキャッシュの不良セクタを取扱う
問題に対する低コストの解決策を提供する、高性能パー
ソナル・コンピュータの動作方法に関する。
Ｂ、従来技術 処理装置で処理すべき情報を記憶するためにハード・デ
ィスク・ドライブを使用することはよく知られている。
情報は、シリンダおよびそれぞれ所定の数のバイトを含
むセクタの所定のパターンに応じてディスクに記憶され
る。ドライブは複数のヘッドを持ち、データが記憶され
るディスクの各面に１つのヘッドが対応する。データは
ディスクから一時に１セクタずつ読み取られる。所望の
セクタにアクセスするには、まずヘッドを所望のセクタ
を含むシリンダに移動させ、所望のセクタに達するまで
ディスクをヘッド上で回転させなければならない。所望
のセクタに達すると、そのセクタを読み取り、その内容
をバッファに入れる。ディスク上のデータにアクセスす
るのに必要な合計時間を考えると、ヘッドの物理的な移
動の間に主な遅延が発生する。したがって、処理に大量
の入出力動作が必要なとき、性能を向上させるには、ヘ
ッド移動量をできるだけ減少させるのが非常に望ましい
。
ＤＡＳＤキャッシングは周知の技術であり、ヘッドの移
動量および物理的入出力動作量を減少させ′　ることに
よりシステムの性能を向上させる方法を提供する。こう
した技術によると、主記憶装置の一部をキャッシュとし
て使って、データのセクタのページを記憶する。所望の
セクタに最初にアクセスするとき、そのセクタだけでな
くその周囲の１つまたは複数のセクタもキャッシュに読
み込まれ、こうしたセクタへのその後のアクセスはディ
スク・ドライブ速度ではなく主記憶装置速度で行なわれ
る。次に処理するデータが前に処理されたデータの近く
に記憶されている確率が高いので、性能の改善が得られ
る。
Ｃ０発明が解決しようとする問題点 ディスク記憶媒体に欠陥があることから、当技術で周知
の一つの問題が発生する。すなわち、こうした欠陥を含
むセクタは不良とみなされ、使用できない。こうした不
良セクタは通常フォーマット化によって識別され、単に
不良セクタを飛び越すことでそうしたセクタが後で使用
されないようにされている。キャッシング・システムで
は、正常なセクタが初めにキャッシュに読み込まれたと
きに、同じページの付近のセクタがエラーを含んでいた
り不良の場合があるので、問題は一層複雑になる。本発
明者等に周知の従来技術の範囲内では、この問題は２つ
の方法で解決されてきた。第１の方法では、不良セクタ
を含むどのページも不良とみなし、エラー信号またはメ
ツセージをユーザに送る。第２の方法では、正常なセク
タだけがキャッシュに送られるようにディスク・コント
ローラを構成することができる。こうした解決策はハー
ドウェアによる解決策であり、比較的複雑で実行にコス
トがかかる。本発明は、ソフトウェアまたはプログラミ
ングによって容易に実施できる、比較的低コストで、高
性能のパーソナル・コンピュータに特に有益な効果的で
低コストの解決策を提供する方法を対象としている。
本発明の一目的は、ＤＡＳＤキャッシング・システムで
ディスク・セクタ・エラーを取り扱う新規な方法を提供
することにある。
もう一つの目的は、ＤＡＳＤキャッシング・システムを
備えたパーソナル・コンビエータでセクタ・エラーを取
り扱う低コストの解決策を提供することにある。
もう一つの目的は、周知のハードウェアをプログラミン
グすることで容易に実施できる、ＤＡＳＤキャッシング
・システムでセクタ・エラーを取り扱う方法を提供する
ことにある。
もう一つの目的は、ディスク・エラーを取り扱う問題を
容易に解決しながらユーザーに対して透明なキャッシン
グ機能をもたらす、市販のディスク・オペレーティング
・システム（ＤＯ８）で容易に使用できる方法を提供す
ることにある。
Ｄ０問題点を解決するための手段 要約すると、本発明によれば、複数セクタを含む各ペー
ジが主記憶装置に読み込まれるとき、各セクタが正常か
不良かに関する情報を記憶する独立したテーブルが構成
される。任意のセクタへの連続アクセスは、こうしたテ
ーブル内の情報を参照または検索し、不良またはエラー
であると指摘されたセクタを飛び越すことによって行な
われる。
Ｅ、実施例 以下の説明は２つの部分に分かれている。第１の部分で
はＤＡＳＤキャッシュの一般的動作および本発明の方法
が機能する環境について説明する。
第２の部分では媒体エラーをどのように取り扱うかにつ
いて詳細に説明する。しかし、当然のことながら、本発
明の真髄は特定のソフトウェア実施態様ではなく、方法
にある。
キャッシュ この方法は、ＩＢＭパーソナル・コンピュータＡＴなど
従来のデータ処理システム１０で実施するのが好ましい
。こうしたシステム１０は一般にプロセッサ１２とそれ
に接続された主記憶装置１４および入出力（Ｉｌｏ）装
置１５から構成される。こうしたシステムは、それぞれ
ディスク・ドライブ１８に接続されている１つまたは複
数のディスク・コントローラ１６を含むことがある。キ
ャッシュ２０とデータ・バッファ２１は主記憶装置１４
内のデータ構造として形成されており、データ・バッフ
ァ２１は、ＤＯ８により、ディスク・ドライブ１８から
転送中のデータの各セクタを緩衝記憶するのに使用され
る。
第２図では、キャッシュ２０は、多数のキャッシュ・ペ
ージ２２−１ないし２２−ｎを含むページ構造２１を含
んでいる。キャッシュ２０はさらにハツシュ・テーブル
２４、フリー・リスト・ポインタ２Ｂ、ＬＲＵポインタ
２８、ＭＲＵポインタ３０およびエラー・リスト３１を
含む。それらの詳細についてはこれから説明する。これ
ら６つの部分はキャッシュの大きさにかかわらず常に存
在する。
キャッシュ・ページ２２：記憶中のキャッシュ・ページ
の構造を定義する。それは、どの物理ページが表わされ
ているかをタグ付けする情報、ＬＲＵリストの一部、ハ
ツシュ・テーブル競合リストの一部およびセクタごとに
まとめられたキャッシュ・ページの実際のデータを含ん
でいる。
ＬＲＵポインタ２８：キャッシュ内において不使用期間
が最も長いキャッシュ・ページ（ＬＲＵページ）を指す
。すなわち、キャッシュ内のその他のページはすべてＬ
ＲＵポインタが指すＬＲＵページよりも最近にアクセス
されたものである。
ＭＲＵポインタ３０：キャッシュの最も最近使用された
キャッシュ・ページ（ＭＲＵページ）を指す。すなわち
、キャッシュ内のどのページもＭＲＵポインタが指すＭ
ＲＵページよりも最近にはアクセスされていない。
キャッシュ・ハツシュ・テーブル２４：このテーブルは
キャッシュ・ページを指すポインタのベクトルである。
このベクトルの長さは３１１項目である。セクタが要求
されると、キャッシュはその要求を捕捉してハツシング
によりこのテーブルにアクセスし、そのセクタがキャッ
シュ内にあるかどうかを判定する。ハツシュ・テーブル
を使用すれば、たとえどんなに多数のページがキャッシ
ュにあっても、そのセクタがキャッシュ内にあるかどう
かを判定するのにほとんど時間がかからない。
フリー・リスト・ポインタ２８：これはキャッシュで現
在使用中でないキャッシュ・ページを指す。最初、キャ
ッシュ内のページはすべてこのリストに入っている。あ
るページがキャッシュにないことがわかると、そのペー
ジはフリー・リストから取り出されてキャッシュに入れ
られる。
エラー・リスト３１：以下で詳細に説明するこのデータ
構造は、ページ・エラーの履歴を示すのに使用される。
表１にキャッシュ・ページ２２のフィールドをリストす
る。この構造の各フィールドは以下で定義する。すべて
のポインタが２バイトで保持されていることに注意され
たい。これはインテル８０８８／８０１８Ｂ／８０２８
６／８０３８Ｂフアミリーのようなセグメント化アーキ
テクチャに対応する。ポインタに記憶される値はセグメ
ント（８０８８／８０１８８）またハセレクタ（８゜２
８６／８０３８６）である。０の仮定オフセットが各デ
ータ構造と関連づけられている。
様々なフィールドの意味は次の通りである。
フィールド１：このフィールドは、ページ内のどのセク
タがあり、どのセクタが有効データを含んでいるか、お
よびエラーによりどのセクタが喪失しているかを示すビ
ットまたはフラグを含む。
フィールド２：このフィールドは、この特定ページがど
のドライブに含まれているかを判定する。
フィールド３：このフィールドは、ドライブ上のページ
の開始セクタの相対ブロック・アドレス（ＲＢＡ）を含
む。
フィールド４：このフィールドは、このページよりも前
に使用された次のページを指す。これがＬＲＵページで
ある場合、このフィールドは値Ｏを含む。このフィール
ドはフリー・リストでページを一緒にリンクするのにも
使われる。
フィールド５：このフィールドは、このページよりも最
近使用された次のページを指す。これがＭＲＵページで
ある場合、このフィールドは値０を含む。
フィールド６：このフィールドはハツシュ・テーブルの
競合リストにある次ページを指す。
フィールド７：このフィールドはハツシュ・テーブルの
競合リストにある前ページを指す。
フィールド８：このフィールドはＤＡＳＤから落ちたペ
ージのデータを含む。このページが複数回参照される場
合、要求されるページの部分は、装置から読み取られる
のではなくこのバッファからコピーされる。
フィールド　　　　　内容　　　　　　　　バイト１　
　　存在フラグ　　　　　　　２ ２　　　ドライブＩＤ　　　　　　　　１３　　　　Ｒ
ＢＡ　　　　　　　　　　　４４　　　　ＬＲＵリスト
の次ページ　２５　　　　ＬＲＵリストの前ページ　２
６　　　競合リストの次ページ　　２ ７　　　競合リストの前ページ　　２ ８　　　ページ・バッファ　　　　１〜８セクタ表１　
キャッシュ・ページ２２ 各ＲＢＡは次式によって決まる。
ＲＢＡ＝（（ＣＮ　ｘ　ＮＨ）十ＨＮ）ｘ　　ＳＰＴ＋
ＳＮ　　　　　　　　　　　（式１）ただし、ＣＮはシ
リンダ番号、ＮＨはドライブ１台当たりのヘッド数、Ｈ
Ｎはヘッド番号、ＳＰＴはトラック１本当たりのセクタ
数、ＳＮはセクタ番号である。
ハツシュ指標は次式によって決まる。
ハツシュ指標＝ＲＢＡ　　ｓｈｒ　ｌｏｇ　（ページ・
サイズ）　ｍｏｄ　３１１　　　　　　　　　　　　（
式２）ただし、ｓｈｒはページ・サイズの２を底とする
対数に応じたビット数だけ右にシフトされたＲＢＡ。
ページ・サイズは１ページのセクタ数、−〇ｄは剰余を
戻すモジューロ関数である。
ハツシュ・テーブルの長さとしては、比較的大きな素数
である３１１が好ましい。３１１は大きな素数なので、
キャッシュのアクセス中にアプリケーションがその値ま
たはその値の倍数をたびたび使用することはまずない。
これにより、アプリケーションがハツシュ・アルゴリズ
ムと同期する機会が減少して競合チェーンが短くなるの
で、ハツシュは迅速に解決できる。
第３図で、テーブル２４の様々な指標位置０−３１０は
、０を含むか、またはこうした位置に連鎖された最初の
そしておそらく唯一の、キャッシュ・ページを指すポイ
ンタを含む。選択されたハツシュ・テーブル項目が値０
を含む場合、その項目が１旨すページはなく、そのペー
ジはキャッシュに入っていない。これは「ページ不在」
と見なされる。たとえば指標位置１は、ゼロを含み、キ
ャッシュ内にその指標と関連するページがないことを示
す。一方、ハツシュ・テーブル項目が０でない場合、そ
この値がキャッシュ・ページ２２を指すポインタとして
使用される。キャッシュ・ページ内のドライブおよびＲ
ＢＡが要求されたドライブおよびＲＢＡと比較される。
それらが同じであることがわかると、それはｒページ・
ヒツト」と見なされ、要求されたページはキャッシュ内
にある。
それらが同じでない場合、このページ内の次競合ページ
値が次のキャッシュ・ページを指すのに使用される。こ
のフィールドに値０が入っていた場合、競合チェーンの
終端に達したのであり、要求されたページはキャッシュ
内にない。これも「ぺ一ジ不在」である。図のように、
ページＡないしＦがテーブル２４から求められ、異なる
長さの３つの個別チェーンを形成する。
ページ２２がキャッシュ内で見つかった場合、見つかっ
たページが競合チェーンの先頭にくるように、ハツシュ
・テーブル項目の競合チェーンが再配列される。ここで
の考えは、競合チェーンがＭＲＵの順に並んでいる場合
、最近使用されたページが再びアクセスされる確率が高
いために、競合チェーンを下る走査が、短くなるという
ものである。キャッシュ・ページが複数の物理セクタを
表わす場合、とくにそうである。
ページがキャッシュにないことがわかると、新しいペー
ジが割り振られる（このことを実行する手段そのものに
ついては後で説明する）。ページはディスクから読み取
られ、ページ・バッフ１（フィールド８）に入れられる
。新しいキャッシュ・ページ構造は、ページがキャッシ
ュにないことを判定するのに使われたのと同じアルゴリ
ズムでハツシュ・テーブルに対して構成される。重要な
違いが１つある。ハツシュ・テーブル項目の競合チェー
ンは変更されない。代わりに、競合チェーンの先頭に新
しいページが挿入されるので、競合チェーンは依然とし
てＭＲＵの順に並んでいる。さらに、ＬＲＵリストのポ
インタは最も最近使用されたものとしてこのページを示
すように再配列される。
要求されたセクタがキャッシュにないことがわかったと
きだけ、新しいページ２２がキャッシュ２０に入れられ
る。その方法は前項で説明した。
この項では、ページを実際にどう割り振ればキャッシュ
構造に入れることができるようになるか説明する。ペー
ジを割り振る方法は２つある。キャッシュ・フリー・リ
ストに１つまたは複数のページがある場合、その１ペー
ジがフリー・リストから取り除かれて、新しいページに
割り振られる。
キャッシュ・フリー・リストにページがない場合、ＬＲ
Ｕポインタ２８が指すページがキャッシュ構造から取り
除かれ、新しいページに再び割り振られる。第４図にキ
ャッシュ・フリー・リストの構造を示す。フリー・リス
ト・ポインタ２６はリストの先頭にあるキャッシュ・ペ
ージ２２を指し、ポインタ・フィールドの１つが次のフ
リー・ページを指す。最初、すべてのキャッシュ・ペー
ジがフリー・リストにあり、どのページもハツシュ・テ
ーブルまたはＬＲＵリストで指されていない。
ディスクに要求が出され、キャッシュ・ページ不在があ
る場合、ページ２２がフリー・リストから次々に取り除
かれ、遂にはフリー・リストのページがなくなる。そう
なると、ＬＲＵリストに基づいてページが再使用される
。第５図にＬＲＵリストの構造を示す。リストの終端は
ＬＲＵポインタ２８およびＭＲＵポインタ３０により示
され、リスト中の各ページ２２は次ページおよび前ペー
ジを指すポインタによって連鎖されている。
キャッシュは常にＬＲＵリストからページを取り除く前
にフリー・リストから割り振ろうと試みるので、キャッ
シュが作動すれば、キャッシュに更に多くのページを動
的に追加することができる。
キャッシュがソフトウェアのみで実施されている場合、
これは特に望ましい。この背後にある理由は、オペレー
ティング・システムが、主記憶装置が完全には利用され
ていないことを知り、未使用の記憶域の一部（または全
部）をキャッシュに与えれば記憶域が活用できると判定
できることである。
逆（キャッシュからページを取り除く）も、ＬＲＵリス
トの終端から１つまたは複数のページを取り除くことに
よって可能である。これは、ページが記憶装置内で物理
的に連続しているとは限らないので望ましくないことが
ある。しかし、十分に精巧なオペレーティング・システ
ムがあれば、記憶装置の断片化は問題にならない。
ページが（ヒツトまたは割り振り中の新しいページによ
って）キャッシュ内でアクセスされるとき、そのページ
はＬＲＵリストの現在の位置から取り出され、ＭＲＵポ
インタが指すリストの先頭に移される。キャッシュ・ペ
ージ構造はポインタに基づいているので、ＬＲＵリスト
内でのページの移動は、既知のやり方でポインタ値を移
動しさえすれば実行できる。
キャッシュ・ピニング（キャッシュに単数または複数の
ページを常駐させること）がこの設計で容易に実行され
る。ページをピニングするには、Ｌ　ＲＵ　ＩＪストか
らページを取り出すだけでよい。
ページはＬＲＵリストから再割振りされるので、ＬＲＵ
リストにないページは決して再割振りされない。ピニン
グが望ましいのは、ある数ページがキャッシュに保持さ
れるほど頻繁にアクセスされないときである。こうする
と、ディレクトリ、割振りビット・マツプ、システム・
ファイルなどのファイル・システム構造を大型ファイル
の読取りによってフラッシュさせることなくキャッシュ
内に保持して、高性能を得ることができる。有用な形で
キャッシュ・ピニングを実行するには、キャッシュとオ
ペレーティング・システムまたは少なくともそのユーテ
ィリティの間の協力が望ましい。
ユーティリティは、別の合図があるまで要求されたペー
ジをＬＲＵリス士に入れないようにとキャッシュに合図
する。次いで、ユーティリティはセクタ、ファイルなど
を読み取り、その後すべてのキャッシュ要求でＬＲＵリ
ストにページを入れるようにとキャッシュに合図する。
キャッシュは、一部のページがＬＲＵリストの一部では
なく、従ってアクセスされてもＬＲＵリストに挿入して
はならない場合があることを認識する必要がある。これ
は、キャッシュ・ヒツトが起こったとき、フィールド４
および５（表１参照）が０であるかどうか調べることに
よって行なえる。
それらが０である場合、ページはＬＲＵに入れられない
。こうしてピニングをサポートするのに特殊ビットやフ
ラグをキャッシュ・ページ構造に含める必要がない。
第６図に、本発明の方法がＣＡＣＨＥＳＹＳと呼ばれる
一連の処理手順でどう具体化されるかを一般的に示す。
この手順は、通常のプログラムおよびハードウェアと対
話して本発明の方法を実行する。アプリケーション・プ
ログラム４０がディスク１８からデータを読み取る必要
があるとき、ＤＯ８４２が呼び出され、ＤＯ８４２は、
通常の割込み１３Ｈを用いて、基本人出カシステム（Ｂ
ｉＯ２）４４を呼び出す。ＣＡＣＨＥＳＹＳ５０はＤＯ
８４２とＢＩＯ８４４の間に挿入され、以下で詳細に説
明する様々な処理手順を捕捉し実行するための割込み処
理ルーチンとして構成できる。
ＣＡＣＨＥＳＹＳ５０はＤＯ８に対してはＢＩＯ８４４
として働いているように見え、ＢＩＯ８４４にとっては
ＤＯ８４２のように見える。すなわち、ＣＡＣＨＥＳＹ
Ｓ５０の動作はＤＯ３４２およびＢＩＯ８４４に対して
透明である。Ｂ　Ｉ　Ｏ・。
４４の制御下で、ディスク１８からのデータはハードウ
ェア４θから主記憶装置１４のデータ・バッファ２１に
転送され、そこで通常のやり方でＤＯ８を介してアプリ
ケーション・プログラムにとって利用可能になる。ＣＡ
ＣＨＥＳＹ；８５０が作動しているとき、および割込み
１３Ｈの捕捉に応答して、必要なデータを含む所望のセ
クタがすでにドライブ・キャッシュ２０にある場合、そ
のデータはバッファ２１に入れられ、アプリケーション
・プログラムにとって利用可能になる。データがキャッ
シュ２０にない場合、ＣＡＣＨＥＳＹＳ５０はＢＩＯ８
４４を呼び出して、ディスク１８からバッファ２１にデ
ータを読み取らせる。そこから、データはアプリケーシ
ョン・プログラム４０にとって利用可能になる。さらに
、こうしたデータを初めて使用する場合、データはキャ
ッシュ２０にも入れられてその後の動作で利用できるよ
うになる。さらに、近くの連続するセクタも事前に取り
出されてキャッシュ２０に読み込まれる。
第７図では、割込みの受取りによって処理手順５０が呼
び出されると、ステップ１００で、所望のセクタのＲＢ
Ａからハツシュ・テーブル２４への指標を計算する（式
２参照）。ステップ１０２で、その指標のところのハツ
シュ・テーブルの内容をページ・ポインタとして取り出
し、ステップ１０４でページ・ポインタがゼロに等しく
競合チェーンの終端を示しているかどうか判定する。
ゼロに等しい場合、ステップ１０６で新しいページが読
み取られ、ステップ１０８で新しいページがキャッシュ
に入れられる。その後、ステップ１１０でＤＯ８とアプ
リケーションに戻る。
ステップ１０４の結果として、ページ・ポインタがゼロ
に等しくない場合、ステップ１１２および１１４で、ペ
ージ・ポインタが所望のページを指しているかどうかを
判定する。これは、ステップ１１２で、まずページ・ポ
インタ・ドライブ仕様とデータを含む所望のドライブと
を比較することによって行なわれ、それが同じドライブ
の場合、ステップ１１４で、ページ・ポインタのＲＢＡ
がＲＢＡマスクとの論理積を取ったＲＢＡと比較される
。ステップ１１２と１１４で否定の結果が出た場合、ス
テップ１１６で競合チェーンの次のページを指すように
ページ・ポインタを更新し、ステップ１０４に戻る。所
望のページに達すると、ステップ１１４から１１８に移
る。
ステップ１１８ないし１３０の一般的な目的は、要求さ
れたセクタがキャッシュ・ページにあるかどうか検査す
ることである。そこにある場合、ステップ１３０の結果
が肯定となってステップ１１０に戻り、セクタ・データ
がそのキャッシュ・ページ２２からバッファ２１に転送
される。ない場合は、ステップ１３０の結果が否定とな
ってステップ１０６に戻り、所望のセクタを含むページ
を読み取る。ステップ１１８ないし１３０の間に何が起
こるかを理解するために、ここで新しいページがどのよ
うにキャッシュに読み込まれるかを考察することが望ま
しい。
ステップ１０６は一般的なステップであり、それに関す
る詳細なステップが第８図ないし第１２図に示しである
。しかし、これらの様々なステップについて詳細に説明
する前に、そこで使用するいくつかの変数とデータ構造
に関して説明を行なっておく。
エラー処理 この処理で使用する様々な変数の意味を表２にリストす
る。これらの変数は処理の開始時に初期設定される。エ
ラー・リスト３１（第２図）は、第１３図に概略的に示
すように、エラー・ハツシュ・テーブル１５０、競合チ
ェーン１５２およびフリー・リスト１５４を含み、１ペ
ージに１項目である。競合チェーン１５２とフリー・リ
スト１５４は、第３図および第４図に関連して説明した
処理手順と同様に構成され処理される。ハツシュ・テー
ブルを使用するのは、エラー・リストが比較的小さくて
も、物理的入出力があるたびにそれが走査され、従って
探索時間をできるだけ短くすることが望ましいからであ
る。ハツシュ・テーブル１５０は長さ６４指標であり、
この長さが選ばれたのは、それが２のべき乗であり、ペ
ージＲＢＡが除算ではなくシフトとマスクで容易に操作
できるからである。項目の素数ではなくこの数が選ばれ
た理由は、ディスク上のエラーが普通はぼ均一に分布し
ており、キャッシュが物理入出力を実行するたびにこの
テーブルがアクセスされるので、速度が非常に重要だか
らである。ハツシュ・テーブル１５０はエラー・リスト
項目の競合チェーン１５２を指す。
１９文　　　　　　　　」り末 ＲＢＡ：　　　　　　読み込まれるページのＲＢＡバッ
ファ・ポインタ： データが読み込まれる場所を 指すポインタ ページ・サイズ：　１ページのセクタ数（２，４または
８） ＲＢＡマスク：　　　＝ＮＯＴ（ページ・サイズ−１）
（すなわち、０ＦＦＦＦ ＦＦＦＣ） ＲＢＡシフト：　　　ｌｏｇ２（ページ・サイズ）（す
なわち、ページ・サイズ が２．４または８の場合１． ２または３） ＳＥＣカウント・マスク： ページ・サイズ−１ エラー・マスク二　ページ・サイズを表わす数と同数の
１ビツトを１ワード内 で右寄せしたもの（すなわち、 ページ・サイズが２．４また は８の場合０００３．０００ Ｆまたは０ＯＦＦ） 表２　変数 表３（下記）に、エラー・リストの各項目の構造を定義
する。
フィールド　前車　　　　　　　　バイト１　　　　　
存在フラグ　　　　　２ ２　　　　　　ドライブＩＤ　　　　　　１３　　　　
　ブロック・アドレス　４ ４　　　　　次競合項目　　　　　２ ５　　　　　前競合項目　　　　　２ フイールド　　　　　　１韮 １　　このフィールドはあるページのどのセクタにエラ
ーがあるかを示す１組のフラグまたはビットを含む。不
良セクタはフィールド内の対応する位置におけるＯピッ
トで示され、有効データを含むセクタは１ビツトで示さ
れる。
２　　このフィールドはページが含まれているドライブ
のドライ、ブ番号を含む。
３　　これはページの最初のセクタのＲＢＡである。
４　　このフィールドは競合チェーン中の次のエラー・
リスト項目を指す。
５　　このフィールドは競合チェーン中の前のエラー・
リスト項目を指す。
表３　エラー・リスト構造 第８図では、ステップ１３２で新しいページの読込み処
理が始まる。第８図に示した一般的処理は、キャッシュ
が読み込むべきページにエラーがあることを検出したか
どうかを判定するものである。ステップ１３２で、所望
のセクタのＲＢＡとＲＢＡマスクの論理積を取り、ステ
ップ１３４でその結果を使ってエラー・ハツシュ・テー
ブル１５０への指標を計算する。指標の計算は、ＲＢＡ
シフトの量だけステップ１３２の結果を右にシフトした
ときのモジューロ６４演算からの剰余として出される。
次に、ステップ１３６で、変数ポインタが、１３４から
計算された指標のところにあるエラー・ハツシュ・テー
ブルの内容に設定される。ポインタがゼロに設定されて
いない場合、ステップ１３８から１４０に分岐し、競合
チェーンのエラー項目がある状態を表わす。次に、ステ
ップ１４０でドライブＩＤがエラーが発生したページを
含むドライブのＩＤと同じであるかどうかを判定する。
同じでない場合、ステップ１４４でポインタを指標づけ
し、競合チェーンの次の項目に進む。ステップ１４０の
結果が肯定である場合、ステップ１４２で、所望のＲＢ
Ａがエラー・リスト項目のそれと対応しているかどうか
を判定する。
そうでない場合、ステップ１４４でポインタを指標づけ
し、競合チェーンの次の項目に進む。ステップ１３８の
結果が肯定であると、関連するページに以前エラーがな
かったこと、およびディスク・コントローラに単一コマ
ンドを送ってページのセクタ数を読み取ることによりペ
ージ全体の読取りが試みられることを示す。ステップ１
４２の判定が肯定であると、そのページに以前エラーが
あったこと、およびディスク・コントローラに複数のコ
マンドを送ってその度に１セクタずつページの読取りが
行なわれることを示す。
第９図で、ＢＩｏｓの呼出しによって、ステップ１８０
でページ・サイズ、１ページ当たりのセクタ数および開
始セクタのＲＢＡを獲得する。読取り中にエラーが発生
しなかった場合、ステップ１６２から１６４に分岐し、
そこで、すべてのセクタがそのページにあることを示す
存在ビットをセットする。すなわち、こうしたセクタの
読取り中に不良セクタやエラーに出会わず、有効データ
が各セクタに入っている。ステップ１６６でそのセクタ
が読み込まれるデータ・バッフ１２１のアドレスを指す
変数現ポインタを設定する。次いで、ステップ１６８な
いし１７６で、示された様々な変数を初期設定する。次
に、ＢＩｏｓを呼び出し、ステップ１７８で、現ＲＢＡ
に関連する１つのセクタが読み取られる。エラーが発生
しない場合、ステップ１８０からステップ１８２に分岐
する。
こうした読取り中にエラーが発生した場合、ステップ１
８４でこうしたエラーに関連する存在フラグがビット・
マスクと排他的論理和をとることによってゼロに設定さ
れ、エラーすなわちセクタが不良であったことを示す。
次にステップ１８６で、ステップ１７８の読取り動作に
由来する戻りコードにしたがってエラー・コードを設定
する。ステップ１８２ないし１８８で、現ＲＢＡ１現ポ
インタ、ビット・マスクおよびカウントを次のセクタを
指すように更新する。次に、ステップ１９０でカウント
がゼロになるまで処理が繰り返される。次いで、ステッ
プ１９２でいま読み取ったばかりのページがエラー・テ
ーブル３１にあるかどうかを判定する。
そのページがエラー・テーブルにない場合、ステップ１
９２からステップ１９３（第１０図）に分岐し、そこで
新しいエラー・ポインタを設定することによってエラー
・フリー・リスト１５４がら要素を得る。次いで、ステ
ップ１９４でエラー・フリー・リストが空かどうか、す
なわち新しい工ラー・フリー・ポインタがゼロに等しい
かどうかを判定する。等しい場合、ステップ１９４から
２０４に分岐し、そこで存在ビットとエラー・コードを
戻す。エラー・フリー・リストが空でない場合、ステッ
プ１９６ないし２０２で新しいエラー項目をエラー・ハ
ツシュ・テーブルに挿入する。
これを行なうには、ステップ１９６でエラー・フリー・
ポインタを次のエラー・フリー・ポインタに等しく設定
し、ステップ１９８で新しいエラー・ポインタを対応す
る存在ビットに等しく設定し、エラー・ハツシュ・テー
ブルの指標からの値に応じて次の新しいエラー・ポイン
タを設定し、次いでステップ２０２でエラー・ハツシュ
指標を新しいエラー・ポインタに設定する。
第１１図の処理手順は、要求されたセクタに以前にエラ
ーがあったかどうかを検査するものである。ステップ２
０６ないし２１８はステップ１１８ないし１３０と同一
であるが、入口点と出口点に応じて変わってくる。すな
わちこの変化のため、ステップ１１８ないし１３０では
要求されたセクタがキャッシュ・ページにあるかどうか
を検査し、すべてのセクタが１ページにあるときステッ
プ１３０で肯定の結果が得られる。結果が否定であると
、要求されたセクタのすべてが同一ページにあるのでは
なく、オペレーティング・システムが何らかの形のエラ
ー回復を実行しようとしなければならないことを示す。
他方、ステップ２０６ないし２１８は、要求されたセク
タに以前にエラーがあったかどうかを検査するのに使用
される。ステップ２１８の結果が肯定であると、そのペ
ージにはエラーがあるが要求されたセクタにはエラーが
ないことを示し、２１８の結果が否定であると、要求さ
れたセクタにエラーがあることを示す。
ステップ２０６で、ＲＢＡとＳＥＣカウント・マスクが
論理積をとられて、その結果が変数シフト・カウントに
記憶される。次にステップ２０８で、存在ビットをシフ
ト・カウントの量だけポインタの存在ビットを右にシフ
トしたものに等しく設定する。ステップ２１０でマスク
・シフトをページ・サイズからセクタの数を差し引いた
ものに等しく設定する。ステップ２１２でマスク・シフ
トに応じた量だけエラー・マスクを右にシフトさせるこ
とによってテスト・マスクを作成する。その後、ステッ
プ２１４で存在ビットとテスト・マスクの論理積を取り
、ステップ２１６でテスト・マスクの排他的論理和を取
り、ステップ２１８で結果をテストする。この処理手順
が有益なのは、ループや複数の判断経路に頼らずに、要
求されたセクタにエラーがあるかどうかを迅速に判定で
きるからである。以下に示す例を使えばもっとよく理解
できると思われる。この例では、ページ・サイズは８セ
クタで、最後にページを読み取ったときそのページのセ
クタ５（第６番目のセクタ）にエラーがあり、その対応
する存在ビットがゼロに設定されているものと仮定する
。表４に、要求されたセクタがエラーのあるページにあ
るが、要求されたセクタはエラーの１つではないとき処
理手順がどのように働くかの例を示す。表５には、以前
の読取り中に要求されたセクタにエラーがあったときの
、この処理手順の例を示す。この例では、そのページの
セクタ４から始まる２つのセクタを読み取る。
００００　００００　１１１１　１１１１　　エラー・
マスク００００　００００　００００　００１１　　テ
スト・マスク００００　００００　１１０１　１１１１
　　存在フラグ００００　００００　０００１　１０１
１　　ステップ２１２００００　００００　００００　
００１１　　ステップ２１４ｏｏｏｏ　　ｏｏｏｏ　　
ｏｏｏｏ　　ｏｏｏｏ　　ステップ２１６表４　要求セ
クタにエラーがない場合 ００００　００００　１１１１　１１１１　　エラー・
マスク００００　００００　００００　００１１　　テ
スト・マスク００００　００００　１１０１　１１１１
　　存在フラグ００００　００００　００００　１１０
１　　ステップ２１２００００　００００　００００　
０００１　　ステップ２１４００００　００００　００
００　００１０　　ステップ２１６表５　要求セクタに
エラーがある場合 第１２図では、ステップ２２０はステップ２１８（第１
１図）での判定が否定であった結果であり、ポインタ存
在ビットに応じて存在ビットが設定される。ステップ２
２２でカウントをページ・サイズに等しく設定する。ス
テップ２２４で現ＲＢＡをＲＢＡに等しく設定し、ステ
ップ２２６で現ポインタをデータ・バッファへのポイン
タに等しく設定し、ステップ２２８でビット・マスクを
１に等しく設定する。次いで、ステップ２３０で、存在
ビットとビット・マスクの論理積をとることによって現
セクタに前にエラーがあったかどうかを判定する。その
結果がゼロでない場合、ステップ２３２で、ＢＩＯ８呼
出しによって、現ＲＢＡの１セクタを読み取る。次にス
テップ２３４で、そうした読取り中にエラーがあったか
どうか判定する。エラーがあった場合、ステップ２３６
で、エラーが以前あったことを示すように存在ビットを
設定し、ステップ２３８でエラー・コードを保管する。
ステップ２４０で現ＲＢＡを増分することにより、ステ
ップ２４０とそれ以後のステップでは次のセクタに移動
する。次いで、２４２で現ポインタを１セクタ当たりの
バイト数で増分し、ステップ２４４でビット・マスクを
１つ左にシフトする。ステップ２４６でカウントを減分
する。
カウントがゼロになると、ステップ２０４に分岐する。
そうでなければ、ステップ２４８で、すべてのセクタが
読み取られたのではないと判定し、ステップ２３０に戻
ってこの処理を繰り返す。
以下に処理手順の動作を要約する。媒体の欠陥はキャッ
シュ・ページ構造中の存在フラグで管理される。ディス
クからページ読込みが試みられた時にエラーが戻される
と、キャッシュは以下に示す方式で回復する。
１、ページ、の最初のセクタに戻る。
２、一時に１セクタずつページ・バッファに読み込む。
セクタをうまく読み込むたびに、対応する存在ビットを
セットする。
３、セクタの読み取り中にエラーに遭遇すると、そのセ
クタの存在ビットがクリアされ（０にセットされ）、そ
のセクタが読み込まれているかのように当該のポインタ
が更新される。
４、ページのすべてのセクタが（一度に１つずつ）読み
取られると、存在ビットを走査して、キャッシュから要
求された１つまたは複数のセクタが喪失しているかどう
か、すなわち、対応する存在ビットがＯにセットされて
いるかどうかを判定する。その場合、装置からの読み取
り中に受は取った最後のエラーが要求元に戻される。
要求に対応するページがキャッシュ中にすでにある場合
の手順はやや異なっている。これは、以下に示す方式で
処理される。
１、存在ビットを走査して、１つまたは複数の要求され
たセクタが喪失しているかどうかを判定する。どれも喪
失していない場合、キャッシュは正常の方式で動作し、
データは要求元に戻される。
２．１つまたは複数のセクタが喪失している場合、ディ
スクから読み取る必要のあるセクタだけが読み取られる
。読取り中にエラーに遭遇しなかった場合、当該のセク
タがキャッシュ・ページ中に存在していることが示され
、処理が続行する。
この方法を用いると、データを失ったりキャッシュを一
層複雑にすることもなく、キャッシュは媒体中のエラー
に対応する「穴」をもつことができる。また、キャッシ
ュがオペレーティング・システムのタスクをより難しく
することなく、エラーがあった場合にオペレーティング
・システムはオペレーションを再試行しデータを回復す
ることができる。
キャッシュがエラーに遭遇すると、ページのどのセクタ
にエラーがあるかを判定し、エラーのあるセクタに対応
する「穴」をページに残す。また、存在フラグと呼ばれ
る１６ビツト値がエラー回復処理によって生成される。
これらのフラグにゼロ・ビットが含まれる場合、そのペ
ージは１つまたは複数のエラーをもつ。
ページにエラーがある場合、キャッシュはこのページに
以前にエラーがあったかどうかを判定する。キャッシュ
は、ページのＲＢＡを用いたハツシングによりエラー・
リストにアクセスしてそのページがリスト中にあるかど
うか確かめることによってこれを行なう。そのページが
リストにない場合、リストに追加される。そのページに
以前にエラーがあった場合、以下のいずれか１つのこと
を行なうことができる。
１、以前の存在ビットを保持する。
２、存在ビットを作成したばかりの存在ビットで置き換
える。ソフトウェア・キャッシュが実施したのがこれで
ある。
３．２組の存在ビットの論理積をとり、その結果を保管
する。これは、あるページのあるセクタにエラーがあっ
た場合、特に要求しない限りそれは読み取られないこと
を意味する。
４．２組の存在ビットの論理和をとり、その結果を保管
する。これは、あるページのあるセクタがかつてうまく
読み取られた場合、キャッシュは常にその読取りを試み
ることを意味する。
すべての存在ビットがゼロである場合、その項目はエラ
ー・リストから取り出される（または少なくとも入れら
れない）。そうする理由はいくつかある。第１に、そう
するとエラー・リストをずっと小さくできる。そして、
オペレーティング・システムは製造上の媒体の欠陥があ
るときにはトラック全体の割振りを解除しようとするの
で、一般にこれらの領域の読取りを試みない。第２に、
ページに正常なセクタがない場合、オペレーティング・
システムは一般的なエラー回復状態にあり性能は重要で
はない。キャッシュはまたそのページにほとんど関係し
ないので、そのエラーの追跡によってスペースを浪費す
ることもない。
キャッシュに対して要求が出され、その結果キャッシュ
・ミスが発生したときは、システムは、まず読み取ろう
としていたページに以前にエラーがあったかどうかを判
定する。そのページに以前にエラーがあった場合、シス
テムは要求されたセクタの１つにエラーのフラグがつい
ていたかどうか確かめる。要求されたセクタにエラーが
なかった場合、エラーのあったセクタを飛び越して、そ
のページのセクタが一時に１つずつ読み取られる。
こうして、エラーは回避される。
要求されたセクタにエラーがあった場合、それはキャッ
シュによって読み取られるので、要求元によるエラーの
再試行が、許される。エラー回避が行なうことは、明示
的に要求されていない場合に、キャッシュが以前にエラ
ーがあったセクタを事前に取り出すのを、防止すること
だけである。
【図面の簡単な説明】
第１図は、本発明の方法が実施されるパーソナル・コン
ピュータ・システムの概略図である。 第２図は本発明で使用するキャッシュ・データ構造の概
略図である。 第３図はページがハツシュ・テーブルでどのように参照
されるかを示す概略図である。 第４図はフリー・ページ・リストを示す概略図である。 第５図はＬＲＵリストを示す概略図である。 第６図は、様々なプログラムとハードウェアが一般的に
本発明にどのように関わっているかを示れ図である。 第１３図はエラー・リスト・データ構造を示す概略図で
ある。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
拳コーポレーション 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝　　−（外１名） 第　３　回 纂　４　図 第　５　口 トー　ＬＲＵリスト上のＡイ・ｌラユ公−ジー−′ｊＦ
、６　　回

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 ＤＡＳＤから読み取られたデータを、所定数のセクタか
    ら成るページ単位で記憶するＤＡＳＤキャッシュを備え
    たＤＡＳＤキャッシュ・システムにおいて、 セクタ読取り要求に応答して、所望のセクタを含むペー
    ジを前記ＤＡＳＤから読み取り、セクタごとにエラーの
    有無を調べ、どのセクタにエラーがあるのかを示す標識
    を前記ＤＡＳＤキャッシュに記憶することを特徴とする
    ＤＡＳＤキャッシュ管理方法。
JP63032994A 1987-03-30 1988-02-17 Ｄａｓｄキヤツシユ管理方法 Granted JPS63247853A (ja)

Applications Claiming Priority (2)

Application Number Priority Date Filing Date Title
US07/032,214 US4972316A (en) 1987-03-30 1987-03-30 Method of handling disk sector errors in DASD cache
US32214 1987-03-30

Publications (2)

Publication Number Publication Date
JPS63247853A true JPS63247853A (ja) 1988-10-14
JPH0564814B2 JPH0564814B2 (ja) 1993-09-16

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JP63032994A Granted JPS63247853A (ja) 1987-03-30 1988-02-17 Ｄａｓｄキヤツシユ管理方法

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KR (1) KR940005786B1 (ja)
CN (1) CN1014565B (ja)
AT (1) ATE75070T1 (ja)
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CA (1) CA1288870C (ja)
DE (2) DE3778347D1 (ja)
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GB (1) GB2202976B (ja)
GR (1) GR3004931T3 (ja)
HK (1) HK65492A (ja)
IT (1) IT8819949A0 (ja)
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