JPS6349859A - キヤツシユメモリへのアクセス方法 - 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】 〔産業上の利用分野〕 この発明はキャッシュ（ｃａｃｈｅ）メモリの読出しに
関するものである。

〔従来の技術〕

データ処理装置では一般に大容量の記憶装置（補助記憶
装置又は主記憶装ｆ）と、それよりは記憶容量は小さい
が高速でアクセスすることのできる記憶装置とを備えて
いて、高速でアクセスすることのできる記憶装置には大
容量の記憶装置の内容の一部を複写して格納しておき、
これをキャッシュメモリと称し、記憶装置にアクセスす
る場合、キャッシュメモリにアクセスするだけで足りる
機会をなるべく多くするようにキャッシュメモリの内容
を管理して、データ処理の高速化をはかつている。

以下、大容量記憶装置が磁気ディスク装置であって、そ
のキャッシュメモリがディスクキャッシュと称されてい
る場合を例にして従来のキャッシュアクセス方法を説明
する。

第２図は従来の方法を示すブロック図で図において［１
１は複数の物理ディスクボリュームから構成される論理
ボリュームで、ａ、ｂは各ボリュームを表す。（２）は
論理ボリューム（１）を使用してデータ処理を行うユー
ザプログラムで、プロセスＡ１プロセスＢ等のプログラ
ムを持っているとする。（３）はデータ管理機能で図に
示す実施例の場合プログラム制御によって実行されるの
で仮にデータ管理プログラムという。（４）は論理ディ
スクドライバでキャッシュメモリへのアクセスを行う。

］５）は物理ディスクドライバで、Ｉ１０スーパバイザ
を介し磁気ディスクで構成される論理ボリューム（１）
に対し入出力動作を命令する。（６）はＩ１０スーパバ
イザで物理ディスクドライバ（５）の指示に従って磁気
ディスクに対し入出力命令を出す。（７）は論理ボリュ
ームｂ中のファイル、（８）はキャッシュメモＩＪ　、
＋９１はキャッシュ制御テーブル、（１０）はハツシュ
テープ／Ｌ／　（ｈａｓｈ　ｔａｂｌｅ　）、　（１１
）は論理ボリューム上のファイルのアドレス制御テーブ
ル、（１２）は論理アドレスと物理アドレスとの対応テ
ーブルである。

以下、ユーザプログラム（２）のプロセスＡが論理、ｊ
？　ＩＪニーム（１）の中に格納されている一つの命令
を読出す場合について、従来の方法による動作を説明す
る。

イ）プロセスＡはデータ管理プログラム（３）に対しそ
のデータのアドレスを与えて続出し要求を出す。

プロセスＡが指定するアドレスは論理アドレスによって
表わされている。

（ロ）データ管理プログラム（３）は論理アドレスと読
出し要求とを論理ディスクドライバ（４）に送る。

ｌ／場論理ディスクドライバ（４）は対応テーブル（１
２）を参照して論理アドレスを物理アドレスに変換する
。磁気ディスクにアクセスするには物理アドレスを用い
なければならず、また従来の方法ではキャッシュ制御テ
ーブル（９）は磁気ディスク内の物理アドレスとキャッ
シュメモリ（８）内の実アドレスとの対応を記憶してい
るので、キャッシュメモリ（８）へアクセスするために
は物理アドレスが必要である。論理アドレスと物理アド
レスとにおいて下位ビットは両者共同−のものであるの
で対応テーブル（１２）には論理アドレスと物理アドレ
スとが異る上位ビットの部分だけの対応表を記憶してい
る。

に）読出しを命ぜられたデータがキャッシュメモリ（８
）内に存在するか否かについてキャッシュ制御テーブル
（９）を検索する。この場合論理ディスクドライバ（４
）から出力される物理アドレスがキャッシュ制御テーブ
ル（９）内のどの位置にあるかを検索する検索時間を短
縮するためハツシュ関数による分散記憶法を用いており
、物理アドレスの値をハツシュテーブル（１０）に入力
し、その入力によって定められるハツシュテーブル（１
０）の出力値に対応するキャッシュ制御テーブル（９）
の位置に当該物理アドレスとキャッシュメモリ（８）の
アドレスとの対応表を格納するので、キャッシュ制御テ
ーブル（９）を検索するに当っては、論理ディスクドラ
イバ（４）から出力された物理アドレスによってまずハ
ツシュテーブル（ｌＯ）を読出す。

（ホ）上記（ロ）項で読出したハツシュテーブル（１０
）の値にチェーンされているキャッシュ制御テープル（
９）を検索し、尚該物理アドレスがキャッシュ制御テー
ブル（９）内に存在するときは、その物理アドレスに対
応するキャッシュメモリ（８）の物理アドレスを用いて
キャッシュメモリ（８）から要求されたデータを読出し
データ管理プログラム（３）に渡し、又は直接プロセス
Ａにｉｔ。

（へ）上記（ホ）項の検索で尚該物理アドレスがキャッ
シュ制御テーブル（９）内に存在しなければ、当該物理
アドレスを含む一連のデータブロックを磁気ディスクか
ら読出してキャッシュメモリ（８）内に書込まなければ
ならない。通常の場合、キャッシュメモリ（８）の全領
域にはすべてデータが書込まれているので、新しく書込
みを行うと書込まれる場所に従来記憶されていたデータ
は消去される。一つのデータブロックを新しく書込むた
めに既存のデータのうちのどのブロックを消去するかと
言うことは、過去における各ブロックの使用実績等に鑑
みて決定されるので、この決定はデータ管理プログラム
（３）がアドレス制御テーブル（１１〕を参照して行う
。消去すべきブロックが決定したことは、新に入力する
ブロックの磁気ディスク内の物理アドレスに対応するキ
ャッシュメモリ（８）内の実アドレスが決定されたこと
を意味し、この対応テーブルを磁気ディスク内の物理ア
ドレスに対応するハツシュテーブル（１０）の出力によ
って定められる位置のキャッシュ制御テーブル（９）に
書込む。

（ト）上記（へ）項の処理が済むと、論理ディスクドラ
イバ（４）は物理ディスクドライバ（５）を介しＩ１０
スーパバイザ（６）に命じて、キャッシュ制御テーブル
（９）に新しく書込まれた対応テーブルを参照し、磁気
ディスクの当該物理アドレスで定められるデータブロッ
クを読出し、キャッシュメモリ（８）内の実アドレス位
置へ書込む。

チ上記（ト）項の処理が済むと論理ディスクドライバ（
４）は上記に）、（ホ）項の処理を行う。

〔発明が解決しようとする問題点〕

従来の方法ではキャッシュ制御テーブル（９）には磁気
ディスク内物理アドレスとキャッシュメモリ（８）内実
アドレスとが対応して記憶されているので、キャッシュ
メモリ（８）にアドレスする為にも論理ディスクドライ
バ（４）が対応テーブル（１２）を参照して論理アドレ
スを物理アドレスに変換しなければならず、この変換の
ため処理が遅れるという問題があった。

この発明は上記のような問題点を解決するためになされ
たもので、論理アドレスを用いてキャッシュメモリにア
クセスできる方法を得ることを目的としている。

〔問題点を解決するための手段〕

この発明の方法では、キャッシュ匍ｊ御テーブルには論
理アドレスに対応するキャッシュメモリ内実アドレスの
対応表を記憶し、従ってキャッシュメモリには論理アド
レスによってアクセスできるようにした。

〔作用〕

論理ディスクドライバが対応テーブルを参照して論理ア
ドレスから物理アドレスに変換する度数が大幅に減少し
、したがってキャッシュメモリへのアクセスを迅速に行
うことができる。

〔実施例〕

以下この発明の実施例を図面について説明する。

第１図はこの発明の一実施例を示すブロック図であり、
！２図と同一符号は同−又は相当部分を示し、（１３）
はアドレスセーブプログラムである。

論理ボリューム（１）から読出してキャッシュメモリ（
８）に書込む段階では、磁気ディスクの物理アドレスが
用いられ、この磁気ディスクの物理アドレスとキャッシ
ュメモリ（８）の実アドレスとが対応してキャッシュ制
御テーブル（９）に記憶されているが、その書込みの段
階においてアドレスセーブプログラム（１３）は磁気デ
ィスクの物理アドレスに対応する論理アドレスをセーブ
しておいて、上記書込みが終了した時点でキャッシュ制
御テーブル（９）内の磁気ディスクの物理アドレスを、
セーブしておいた論理アドレスに書換える。

従ってキャッシュメモリ（８）にアクセスする動作は以
下のようになる。以下の記述において、従来の方法と同
一の動作は従来の方法について説明したイ）項乃至チ項
と同一の記号で示し、その内容の記述は省略し、この発
明に特有な動作だ（すな新しい項目の中で説明する。

すなわち、この発明における動作は イ）→（ロ）は従来と同様であり、 １國論理デイスクドライバ（４）は、与えられた論理ア
ドレスによりキャッシュメモリ（８）にアクセスする。

國論理ディスクドライバ（４］は論理アドレスによりハ
ツシュテーブル（ｌＯ）を用いてキャッシュ制御テーブ
ル（９）を検索し、その論理アドレスがキャッシュ制御
テーブル（９）に存在するときは、その論理アドレスか
らキャッシュメモリ（８）の実アドレスを得て、要求さ
れたデータをキャッシュメモリ（８）から読出し、デー
タ管理プログラム（３）に渡し、又は直接プロセスＡに
渡ｔ。

（を明上記１４１１項の検索でその論理アドレスがキャ
ッシュ制御テーブル（９）内に存在しないときは従来の
方法について説明したＨ項の動作で調理アドレスを物理
アドレスに変換し、この物理アドレスでキャッシュ制御
テーブル（９）を検索する。その時論理アドレスをアド
レスセーブプログラム（１３）でセーブする。もし、こ
の物理アドレスが存在すれば、Ｉ１０スーパバイザ（６
）がこの物理アドレスに対応するデータブロックを論理
ボリュームｆｉ＋からキャッシュメモリ（８）へ書込み
中であることを意味するので、この書込みの終了を待っ
て上記（ｆに）項の動作を行う。

（へ）上記（１ｇ項の検索でその物理アドレスがキャッ
シュ制御テーブル中にないときは従来の方法について説
明した（へ）、（ト）項の動作を行う。

（と）上記（へ）項による書込みが終了するとアドレス
セーブプログラム（１３）はキャッシュ制御テーブル（
９）内の磁気ディスクの物理アドレスを上記Ｕ項でセー
ブした論理アドレスに書換える。

四上記（と）項の処理が済むと論理ディスクドライバ（
４）は上記（４項の処理を行う。

以上は大容量記憶装置が磁気ディスク′である場合につ
いてこの発明を説明したが、この発明が、他の方式の大
容量記憶装置とキャッシュメモリの組合せについても同
様に応用できることは申すまでもない。

〔発明の効果〕

以上のようにこの発明によれば、論理アドレスを−たん
磁気ディスクの物理アドレスに変換することなく、キャ
ッシュメモリにアクセスできるので、キャッシュメモリ
のアクセス性能を向上することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例を示すブロック図、第２図
は従来の方法を示すブロック図。 （１）は論理ボリューム、（２）はユーザプログラム、
（３）はデータ管理プログラム、（４）は論理ディスク
ドライバ、（５）は物理ディスクドライバ、（６）はＩ
１０スーパバイザ、（７）はファイル、（８）キャッシ
ュメモリ、（９）はキャッシュ制御テーブル、（１０）
はハツシュテーブル、（１１）はアドレス制御テーブル
、（１２）は対応テーブル、（１３）はアドレスセーブ
プログラムＯ 尚、各図中同一符号は同−又は相補部分を示す。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 大容量記憶装置と、この大容量記憶装置の内容の一部の
   複写を記憶するキャッシュメモリとを有するシステムに
   おけるキャッシユメモリへのアクセス方法において、 アクセスすべきデータの論理アドレスを与えてアクセス
   要求を出す段階、 論理アドレスとキャッシュメモリ内の実アドレスとを対
   応して記憶するキャッシュ制御テーブルを、上記与えら
   れた論理アドレスにより検索する論理アドレス検索段階
   、 この論理アドレス検索段階において上記与えられた論理
   アドレスを検出したとき、その論理アドレスに対応する
   キャッシュメモリの実アドレスを用い上記キャッシュメ
   モリにアクセスする段階、上記論理アドレス検索段階に
   おいて上記与えられた論理アドレスを検出できなかった
   とき、当該論理アドレスをセーブした上で、当該論理ア
   ドレスをその論理アドレスに対応する上記大容量記憶装
   置の物理アドレスに変換するアドレス変換段階、このア
   ドレス変換段階において変換した物理アドレスにより上
   記キャッシュ制御テーブルを検索する物理アドレス検索
   段階、 この物理アドレス検索段階において当該物理アドレスを
   検出できなかったとき、当該物理アドレスを含むデータ
   ブロックを入力すべきキャッシュメモリ内の実アドレス
   を定め、上記キャッシュ、制御テーブル中に当該物理ア
   ドレスと当該実アドレスとの対応を書込んだ上、上記大
   容量記憶装置内の当該物理アドレスのデータを上記キャ
   ッシュメモリの当該実アドレスに書込む転送段階、 この転送段階の終了後、さきにセーブした論理アドレス
   により上記キャッシュ制御テーブル中の当該物理アドレ
   スを書換えるアドレス書換え段階、を備えたことを特徴
   とするキャッシュメモリへのアクセス方法。