KR900000955B1 - 자기 디스크 제어장치 - Google Patents

Abstract

내용 없음.

Description

자기 디스크 제어장치

제1a도는 본 발명의 실시예에 관한 자기디스크 서브 시스템의 블록 구성도.

제1b도는 디렉토리 정보의 포오맷트를 나타낸 도면.

제2도는 리이드/라이트 코맨드의 포오맷트를 나타낸 도면.

제3도는 제1a도의 디렉토리 메모리 45의 구조를 나타낸 도면

제4도는 상기 실시예에 있어서의 켓슈 메모리 43과 디렉토리 메모리 45와의 대응 상태를 나타낸 도면.

제5도는 종래예에 있어서의 켓슈 메모리와 디렉토리 메모리와의 대응 상태를 나타낸 도면이다.

* 도면의 주요부분에 대한 부호의 설명

10 : 자기디스크 제어장치 20, 23 : 자기디스크 드라이브

37 : 마이크로프로세서 43 : 켓슈 메모리

44 : 켓슈 콘트롤 회로 45 : 디렉토리 메모리

48, 55 : 레지스터 화일 49 : 비교기

본 발명은 복수의 자기 디스크 드라이브(disk drive)로 공유 가능한 켓슈 메모리(cache memory)를 구비한 자기 디스크 제어 장치에 관한 것이다.

이런류의 자기디스크 제어장치에서는 켓슈 메모리를 복수, 예를 들면 4대의 자기 디스크 드라이브 DK0-DK3로 공유할 경우, 제5도에 표시한 바와 같이 켓슈 메모리의 영역을 각 드라이브 DK0-DK3단위로 고정적으로 쪼개서, 거기에 대응한 디렉토리 메모리를 준비하는 것이 일반적이다.

그러나, 상기 방식에서는 켓슈 메모리에 한전된 영역을 분할함으로써 각 자기 디스크 드라이브에 쪼개지는 켓슈 용량이 적어지며 켓슈 힛트(Hit)율이 저하한다는 문제가 있다.

또 억세스 빈도가 드라이브마다 상이할 경우, 억세스 빈도가 낮은 드라이브에 대응하는 켓슈 메모리 영역의 사용빈도가 낮아져 켓슈 메모리 전체의 사용효율을 저하시킨다.

본 발명은 상기 사정을 감안한 것으로, 그 목적은 복수의 자기 디스크 드라이브가 그대수에 의존함이 없이 켓슈 메모리를 효율적으로 공유할 수 있는 자기 디스크 제어장치를 제공코져 하는 것이다.

본 발명은 복수의 자기 디스크 드라이브로 공유 가능한 켓슈 메모리를 구비한 자기 디스크 제어 장치를 제공한다. 이 자기 디스크 제어 장치에는, 켓슈 메모리의 각 켓슈블럭에 대응한 앤트리(Entry)를 갖는 디렉토리 메모리를 형성한다.

디렉토리 메모리의 각 엑트리에는 대응 켓슈 블록의 사용상태를 나타내는 디렉토리 정보를 등록한다. 이 디렉토리 정보는, 대응 켓슈 블록에 격납될 디스크 블록의 어드레스를 표시하는 디스크 블록 어드레스 및 대응 자기 디스크 드라이브를 표시하는 디스크 드라이브 식별자(識別子)를 포함한다.

또 상기 자기 디스크 제어장치에는 디스크 드라이브 식별자 및 디스크 논리 어드레스를 포함한 리이드/라이트 코맨드에 맞추어 디렉토리 메모리를 서어치하는 디렉토리 서어치 수단과, 디렉토리 정보 등록 수단 등을 형성한다. 이 등록 수단은, 디렉토리 서어치 수단의 서어치 결과 및 리이드/라이트 코맨드에 맞추고, 치환 대상 켓슈 블록에 대응한 디렉토리 메모리의 엔트리에, 대응 디렉토리 정보를 등록한다.

이하 본 발명의 실시예를 제1a,b도 내지 제4도에 따라 설명한다.

제1a도는 본 발명의 실시예에 관한 자기 디스크 서브 시스템의 구성을 나타낸 것으로, 10은 자기 디스크 제어장치이며, 자기 디스크 제어장치10은, 복수, 예를 들면 4대의 자기 디스크 드라이브(DK0-DK3) 20-23을 제어할 하아드 디스크 콘트롤 회로(이하 HDC라 한다)31을 갖고 있으며, HDC 31는 데이터 라인 32 및 콘트롤 라인 33으로 된 제1 버스 34, 드라이버/레시버(이하 D/R 라 한다) 35를 통하여 호스트 시스템(도시없음)과 접속되어 있다.

HDC 31는 제2의 버스 36에도 접속하고 있다. 버스 36에는 자기 디스크 제어장치 10전체를 제어할 마이크로 프로세서 37, 마이크로 프로세서 37의 제어용 프로그램(마이크로 프로그램)을 기억하는 프로그램 메모리 38, 마이크로 프로세서 37의 작업용 영역을 이루는 워어크 메모리 39, 및 자기 디스크 드라이브 20-23과 호스의 시스템과의 사이의 전송속도의 차를 흡수하기 위한 버퍼 메모리 40가 접속되어 있다.

41은 제3의 버스이며 버스 41은 D/R(드라이버/레시버) 42를 통하여 제2의 버스 36의 접속하여져 있다. 버스 41에는, 켓슈 메모리 43의 제어를 포함한 데이터 전송 제어를 주로하는 켓슈 콘트롤 회로44와 켓슈 메모리 43의 켓슈 블록의 사용상태를 나타내는 디렉토리 정보를 등록할 디렉토리 메모리 45등이 접속되어 있다.

이 실시예에 있어서, ① 자기 디스크 1섹터는 256바이트, ② 켓슈 메모리 43의 1블록(켓슈 블록)은 16K바이트(64섹터), 따라서 디스크의 1블럭(디스크블럭)도 16K바이트(64섹터), ③ 켓슈 메모리 43의 맵핑(mapping)방식은 셋트 어소시에이티브(Set Associative) 방식, ④ 켓슈 블록의 치환방식은 LRU 방식, ⑤ 디렉토리 메모리 45의 레벨수(엔트리수)는 1컬럼당 16, ⑥ 켓슈 메모리 43의 용량은 512K바이트이다.

제1b도는 디렉토리 정보의 포오맷트를 표시한다.

디렉토리 정보는, 제1 내지 제4바이트로 된 4바이트 정보이다. 제1바이트는, 자기 디스크 드라이브 식별자인 3비트의 드라이브 번호 LUN(Logical Unit No.)와, 15비트의 디스크 불럭 어드레스의 상위 비트(어드레스 U)로 된다.

제2바이트는, 어드레스 U에 후속하는 디스크 블록어드레스의 8비트(어드레스 M)로 된다. 제3바이트는, 디스크 블록 어드레스의 나머지(하위)2비트(어드레스 L)와, 비트의 전부 ＂0＂ 데이터와, 1비트의 에러(Erorr) 플래그 ERR와, 1비트의 유효 표시 플래그 VB 등으로 된다.

그리고 제4바이트는 8비트의 LRU(Least Recently Used)값으로 된다.

상기 디렉토리 정보는, 예를 들면 리어드/라이트 코맨드에 포함되는 드라이브 번호 LUN 및 디스크 논리 어드레스 등에 의거하여 생성된다.

제2도는 리이드/라이트 코맨드의 포오맷트를 표시한다.

리이드/라이트 코맨드는, 리이드/라이트 등의 동작을 지정하는 코맨드 코오드, 드라이브 번호 LUN, 디스크논리 어드레스, 데이터 블록수 및 켓슈 콘트롤 비트 cc2-cc0를 포함한 바이트의 명령이다. 드라이브 번호 LUN 는 3비트로 되며 자기 디스크 드라이브 20-23의 1개를 지정한다. 여기서는 드라이브 번호 LUN의 최상위 비트는 항상 ＂0＂ 이다. 또 디스크 논리 어드레스는, 드라이브 번호 LUN으로 지정되는 디스크의 섹터 번호를 표시하는 것으로, 6비트의 논리 어드레스 2.8비트의 논리 어드레스 1.0의 계 21비트으로 구성된다.

1블록(디스크 블록)이 16K 바이트인 이 예에서는 제2도에 표시한 바와 같이 디스크 논리 어드레스의 상위 15비트(비트 6-20)에서 디스크 논리 어드레스를 표시한다.

또 이 예에서는, 켓슈 메모리 43의 용량이 512K바이트, 1켓슈 블럭이 상기와 같이 15K 바이트 임으로 컬럼수는(컬럼 0과 컬럼 1의) 2로 된다. 따라서, 디스크 논리 어드레스의 빗트는 컬럼 번호를 표시한다.

제3도는 디렉토리 메모리 45의 구조를 나타낸다. 디렉토리 메모리 45의 용량은 123바이트이며, 어드레스 000(16진 표현)로 시작되는 컬럼 0영역(64바이트)와, 어드레스 040(16진 표현)으로 시작되는 컬럼 1영역(64 바이트)로 된다.

컬럼 0,1의 각 영역은, 16레벨(엔트리)로 갈라지며, 1레벨은 4바이트로 구성되고 제1b도에 표시한 디렉토리 정보를 등록할 수 있도록 되어 있다.

재차 제1a도를 참조하면, 제3의 버스 41에는, 디렉토리 서어치시에 디렉토리 메모리 45로부터 독출된 LRU 값을 설정할 LRU 카운터(이하 CLRU라 한다) 46의 입력 및 드라이버 47의 출력도 접속되어 있다. CLRU 46의 출력 및 드라이버 47의 입력은 켓슈콘트롤 회로 44에 접속되어 있다.

또 버스 41에는 레지스터 화일 48의 입력 포오트 및 비교기 49의 B 입력도 접속되어 있다. 레지스터 화일 48은 RTCAO-RTCA3의 4개의 레지스터 51-53으로 된다.

레지스터 화일 48의 출력 포오트는 비교기 49의 A 입력에 접속되고, 비교기 49의 출력 포오트는 켓슈 콘트롤 회로 44에 접속되어 있다. 켓슈 콘트롤 회로 44는, 드라이버 47에 의하여 버스 41위에 출력된 CLRU 46의 내용(LRU 값)의 레지스터 화일 48에의 입력을 제어하도록 레지스터 화일 48과 접속하고 있다.

디렉토리 메모리 45의 어드레스 포오트 A에는 동 메모리 45의 어드레스를 지정하는 디렉토리 메모리 어드레스 카운터(이하 CDMA라 한다) 54의 출력이 접속되며 CDMA 54의 입력은 제2의 버스 36에 접속되어 있다.

CDMA 54의 출력은 레지스터 화일 55의 입력 포오트에도 접속되며, 레지스터 화일 55의 출력 포오트는 제2의 버스 36에 접속되어 있다.

또 레지스터 화일 55에는, 켓슈 콘트롤 회로 44에 의한 제어가 가능하도록 동 콘트롤 회로 44를 접속하고 있으며, 레지스터 화일 55는, RCGAO-RCGA2의 3개의 레지스터60-62로 된다. 다음에 본 발명의 실시예의 동작을 설명한다. 호스트 시스템에서의 디스크 억세스 요구인 리이드/라이트 코멘트(제2도 참조)는 D/R 35, 버스 34를 통하여 HDC 31에 전달되고 HDC 31내의 코멘트 레지스터(도시없음)에 유지된다.

포맨드 레지스터내의 리이드/라이트 코맨드는 마이크로 프로세서 37에 의하여 독출되고 워어크 메모리 39의 소정 영역에 격납된다.

마이크로 프로세서 37는, (호스트 시스템으로 부터의)리이드/라이트 코맨드를 워어크 메모리 39에 격납하면, 동 요구에 따라서 시이크 코맨드를 발행하고 HDC 31에 셋트한다. 따라서 HDC 31은 지정된 트럭을 시이크하도록 자기 디스크 드라이브 20-23중의 지정 드라이브를 제어한다.

또 마이크로 프로세서 37는 상기 리이드/라이트 코맨드 중의 디스크 논리 어드레스를 포함한 디스크 블록 어드레스 디렉토리 메모리 45에 등록되어 있는지, 아닌지를 조사하기 위하여, 먼저 디스크 논리 어드레스의 빗트 6를 조사한다. 혹시 비트 6이 ＂0＂이면, 디렉토리 메모리 45의 컬럼 0영역이 디렉토리 서어치의 대상이 됨으로써 마이크로 프로세서 37은 CDMA 54에 디렉토리 스타트 어드레스로써 000을 셋트한다. 이에 대하여 빗트 6이 ＂1＂이면 디렉토리 메모리 45의 컬럼 1영역이 디렉토리 서어치의 대상이 됨으로써 마이크로 프로세서 37는 CDMA 54에 040을 셋트한다.

다음에 마이크로 프로세서 37은, 리이드/라이트코맨드 중의 드라이브 번호 LUN, 및 디스크 논리 어드레스의 비트 16-20으로된 제1바이트를 레지스터 화일 48내의 RTCAO 래지스터(50)에 셋트하고, 디스크 논리 어드레스의 비트 8-15로된 제2바이트를 RTCAL 레지스터 51에 셋트한다.

또 마이크로 프로세서 37는 디스크 논리 어드레스의 비트 6,7,4 비트는 전부 ＂0＂ 데이터, 값이 ＂0＂인 에러 플래그 ERR, 및 값이 ＂1＂인 유효 표시 플래그 VB 로 된 제3 바이트를 RTCA2 레지스터 52에 셋트하고 값이 0인 LRU 값(최소의 LRU 값)으로된 제4바이트를 RTCCA3 레지스터 53에 셋트한다. 즉 마이크로 프로셋서 37는, 리이드/라이트 코맨드중의 드라이브 번호 LUN 및 디스크 논리 어드레스에 의거하여, 디렉토리 서어치를 위한 타아겟트(Target)정보를 생성하고 레지스터 화일 48에 셋트한다.

마이크로 프로세서 37는 이상의 셋트업을 끝내면, 켓슈 콘트롤 회로 44를 기동하여 디렉토리 서어치를 개시 시킨다.

이에 의하여 이하에 표시한 디렉토리 서어치 사이클이 16회 반복된다.

이 디렉토리 서어치 사이클에서는 먼저 CDMA 54의 표시(디렉토리 메모리)어드레스가 레지스터 화일 55내의 RCGAO 레지스터 60에 셋트된다.

또 CDMA 54도 순차 카운트업 된다. 이에 의하여 CDMA 54가 표시하는 디렉토리 메모리 45의 레벨(엔트리)의 디렉토리 정보는 제1바이트로부터 순차로 바이트 단위로 버스 51에 독출되어 비교기 49의 B 입력에 공급된다. 또 이에 동기하여 레지스터 화일 48에 셋트된 타겟트정보가 제1바이트에서 순차로 바이트 단위로 취출되고 비교기 39의 A 입력에 공급된다. 비교기 39는 A,B 입력 내용을 비교한다. 비교기 49의 비교결과, 즉 레지스터 화일 38에서의 타겟트 정보와 디렉토리 메모리 45에서의 디렉토리 정보와의 바이트 단위에서의 비교결과는, 순차로 켓슈 콘트롤 회로 44에 통지된다. 또 디렉토리 메모리 45에서 버스 41 경유로 비교기 49의 B 입력에 공급 디렉토리 정보중 LRU 값은, CLRU 46에 로오드 되어+1이 된다.

켓슈 콘트롤 회로 44는, 먼저 비교기 49의 제1 내지 제3 바이트 비교 결과에 의하여, 켓슈 힛트 했는가, 아니했는가를 판단한다. 혹시 켓슈 힛트하고 있다면, 켓슈 컨트롤 회로 44는 레지스터 화일 55 내의 RCGAO 레지스터 60에 셋트되어 있는(디렉토리 메모리) 어드레스 (현 디렉토리 서어치 사이클의 해당 레벨의 선두 위치를 표시하는 어드레스)에 켓슈 힛트를 표시하는 힛트 플래그를 부가하여 RCGAL 레지스터 61에 셋트한다.

다음에 켓슈 콘트롤 회로 44는, 비교기 49의 LRU값 비교 결과에 의하여 그 시점에서의 치환 대상 켓슈블럭(예 대응한 디렉토리 메모리 45의 레벨)을 결정한다. 혹시 디렉토리 메모리 45로 부터의 LRU 값이 레지스터 화일 48으로부터의 LRU 값이상이면, 켓슈 콘트롤 회로 44는 해당 레벨(엔트리)에 대응한 켓슈 블록이 치환대상 켓슈 블록인것을 우선 판단한다.

이 경우 켓슈 컨트롤 회로 44는 레지스터 화일 55 내 RCGAO 레지스터 60에 셋트되어 있다. (디렉토리 메모리)어드레스를 RCGA2 레지스터 62에 셋트한다. 또 켓슈 콘트롤 회로 44는 CLRU 46의 표시(+1된) LRU 값을 드라이버 47로부터 버스 41위에 출력시켜, 레지스터 화일 48내의 RTCA3 레지스터 53에 셋트되어 있는 LRU 값을 버스 41위의 LRU 값에 갱신한다.

또 켓슈 콘트롤 회로 44는 상기 버스 41위의 (CLRU 46에서의) LRU 값을, 비교기 49의 비교결과에 무관계로 디렉토리 메모리 45의 대응레벨에 서입한다. 즉 본 실시예에서는 디렉토리 서어치 사이클마다, 디렉토리 메모리 45의 대응레벨에 서입한다. 즉, 본 실시예에서는 디렉토리 서어치 사이클마다, 디렉토리 메모리 45의 대응 레벨내의 LRU 값이+1된다. 이상이 디렉토리 서어치 사이클이며, 이 사이클이 디렉토리 메모리45의 레벨0-F(16진 표현)의 각 디렉토리 정보에 대하여 반복함으로서 리이드/라이트 코맨드에 대응한 디렉토리 서어치를 완료한다. 이때 레지스터 화일 55내의 RCGA1레지스터 61에는, 혹시 켓슈 힛트하고 있으면, 해당 켓슈 블록에 대응한 디렉토리 메모리 45의 레벨의 (선두) 어드레스가 셋트되어 있을 것이다.

또 레지스터 화릴 41내의 RCGA2레지스터 62에는, 지정된 컬럼 중에서 더욱 큰 LRU 값을 갖고 있는 디렉토리 메모리 45의 레벨의 (선두)어드레스가 셋트되어 있다. 이 어드레스는, 리이드 지정시의 켓슈 미스의 경우에는, 치환 대상 켓슈 블록에 대응한 디렉토리 메모리 45의 레벨(엔트리)를 표시한다.

마이크로 프로세서 37는, 디렉토리 서어치가 끝나면, 레지스터 화일 55내의 RCGA1 레지스터 61의 내용을 버스 36 경유로 독입하고 켓슈 힛트 혹은 미스 힛트의 어느 것인가를 조사한다.

혹시 리이드 지정시의 켓슈 미스일 경우는 마이크로 프로세서 37는, 레지스터 화일 55내의 RCGA2 레지스터 62표시의 디렉토리 어드레스를, 그 시점에서 더욱 깊이 참조한 켓슈 블록(즉 치환대상 켓슈블럭)에 대응한 디렉토리 메모리 45의 레벨의 선두 어드레스로서 독일, CDMA 54에 셋트한다. 그리고 마이크로 프로세서 37는, CDMA 54를 순차 카운트업하면서 디렉토리 메모리 45의 대응 레벨(엔트리)에 디렉토리정보를 등록한다. 이 디렉토리 정보는, LRU 값이 초기값으로 되어있는 점을 제외하면 기본적으로 레지스터 화일 48내의 타겟트 정보와 동일하다. 이 실시예에서는 LRU 값의 초기값은 켓슈 콘트롤 빗트 cc2-cc0에 의하여 지정된다.

상기 설명에 확실한 바와 같이(디렉토리 등록시에 있어서의)디렉토리 정보의 디렉토리 메모리 45내 등록레벨은(따라서 켓슈 메모리 43의 치환대상 켓슈 블록은) 자기 디스크 드라이브를 표시하는 드라이브 번호 LUN을 디렉토리 정보에 포함함으로써, 1대의 자기 디스크 드라이브를 제어하는 자기 디스크 제어장치의 경우와 같이 각 레벨의 디렉토리 정보의 LRU 값(의 대소)만으로 결정된다.

따라서 켓슈 메모리 43(디렉토리 메모리45)의 영역은, 종래예(제5도 참조)와 달리, 제4도에 표시한 바와 같이 자기 디스크 드라이브 20-22의 어느 것에도 할당이 가능하다. 그럼으로 이 실시예에서는, 켓슈 메모리 43를 자기 디스크 드라이브 20-23의 억세스 빈도등에 맞추어 효율좋게 공유할 수 있다.

또 디렉토리 메모리 45에 등록된 디렉토리 정보의 표시 디스크 블록의 독출 및 켓슈 메모리 43에의 서입동작등에 대하여 본 발명의 요지와 직접 관계가 없으므로 설명을 생략한다.

그러면 상기 실시예에서는 켓슈 메모리 43이 모두 자기 디스크 드라이브 20-23에 의하여 공유될 경우를 설명하였으나, 이에 한하는 것은 아니고, 예를 들면 OS(오퍼레이팅 시스템)와 같이 로딩 회수가 1회뿐의 디스크 블록을 갖는 자기 디스크 드라이브(즉 억세스 빈도가 낮은 드라이브)등에 대하여는 켓슈를 사용하지 않도록 하고, 나머지, 드라이브만 켓슈 메모리 43를 공유하는 것도 가능하다.

이 경우 한정된 용량의 켓슈 메모리 43를 다시 효율적으로 사용할 수 있고, 힛트율도 더욱 향상된다. 또 켓슈를 사용하거나, 아니하거나의 지정(켓슈 모우드 지정)은, 전원 투입시 등에 있어서 코맨드에 의하여 자기 디스크 드라이브 단위로 지정하면 된다.

이상 상술한 바와 같이 본 발명은 복수의 자기 디스크 드라이브가 그 대수에 의존함이 없이 켓슈 메모리를 효율좋게 공유할 수 있다.

Claims (1)

1. 복수의 자기 디스크 드라이브(20-23)로 공유 가능한 켓슈메모리(43)를 구비한 자기 디스크 제어장치(10)에 있어서, 상기 켓슈 메모리(43)의 각 켓슈 블록에 대응한 엔트리를 가지며, 각 엔트리에 대응한 켓슈 블록에 격납될 디스크 블록의 디스크 블록 어드레스 및 대응 자기 디스크 드라이브를 표시하는 디스크 드라이브 식별자를 포함한 디렉토리 정보다 등록된 피일드를 갖는 디렉토리 메모리(45)와 : 상기 디렉토리 메모리(45)를 디스크 드라이브 식별자 및 디스크 논리 어드레스 등으로 된 대상 디스크 블록 지정 정보를 포함한 리이드/라이트 코맨드에 맞추어 상기 디렉토리 메모리(45)의 각 엔트리의 디렉토리의 정보와 상기 대상 블록 지정정보와를 비교하고, 대상 디스크 블록이 켓슈 메모리(43)에 등록되어 있는지, 아닌지를 서어치하는 디렉토리 수단과 : 상기 디렉토리 서어치 수단의 서어치 결과 및 상기 리이드/라이트 코맨드에 맞추어, 대응 디렉토리 정보를 치환대상 켓슈 블록에 대응한 상기 디렉토리 메모리(45)의 엔트리에 등록하는 등록 수단등을 구비하고 있음을 특징으로 하는 자기 디스크 제어장치.

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