JP2001060176A - ディスク制御装置の制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 キャッシュメモリ上にバックアップすべきデ
ータが存在する場合のみキャッシュメモリをバックアッ
プすることでバッテリーの消耗を防止し、また、電源投
入時に直ちに高速書き込みモードを使用できるようにす
る。 【構成】 キャッシュメモリ３３を備え、上位装置１１
から指令されたデータをキャッシュメモリを介してディ
スク４０ａに書き込み、あるいはディスクより読み取っ
たデータをキャッシュメモリを介して読み取って上位装
置に転送するディスク制御装置において、バッテリーユ
ニット３９ｃは、電源断時、キャッシュメモリ３３に記
憶されているデータがディスクに保存されたか否かを判
断し、保存されていない場合にはキャッシュメモリをバ
ッテリーバックアップし、保存されている場合にはバッ
テリーバックアップしない。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はディスク制御装置の制御
方法に係わり、特にキャッシュメモリを備え、上位装置
から指令されたデータをキャッシュメモリを介してディ
スクに書き込み、あるいはディスクより読み取ったデー
タをキャッシュメモリを介して読み取って上位装置に転
送するディスク制御装置における制御方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】磁気ディスクサブシステムは、Ｉ／Ｏデ
バイスとして磁気ディスク装置（ＤＡＳＤ：Direct Acc
ess Storage Device)と、上位装置と該磁気ディスク装
置の間に設けられ磁気ディスク装置へのデータの書き込
み及び磁気ディスク装置からのデータの読み出しを制御
するディスク制御装置を備えている。磁気ディスク装置
は機械的動作を伴うため、アクセス時間はミリ秒台より
高速にすることが困難で、半導体メモリのアクセス時間
に比べると、相当の開きがある。そこで、アクセス速度
を向上させるためにディスク制御装置内にキャッシュメ
モリを備えたものがある。これはホストからのアクセス
が磁気ディスク装置上の特定データに集中する傾向にあ
ることを利用して、参照頻度が高いデータをキャッシュ
メモリに複写し、複写したデータへの再アクセスは磁気
ディスク装置上のデータをアクセスする代わりに、キャ
ッシュメモリ上から直接転送するものである。データは
ＬＲＵ（Least Recently Used)アルゴリズムに基づき入
れ替えられるため、その時点でアクセス頻度が高いデー
タを保持する。アクセス頻度の高いデータは機械的な動
作が不要となり、Ｉ／Ｏ応答時間を大幅に短縮できる。

【０００３】図２はキャッシュメモリを備えたディスク
制御装置（ＤＣＵ）を含むシステムの構成図であり、１
０はホスト装置（ＣＰＵ）、２０ａ，２０ｂ，２０ｃ・
・・はホスト装置に設けられた複数のチャネル、３０は
ディスク制御装置、４０ａ〜４０ｆは磁気ディスク装置
（ＤＡＳＤ）である。ディスク制御装置において、３１
ａ〜３１ｃ，３１ａ′〜３１ｃ′は上位装置とのインタ
ーフェースを司るチャネルアダプタ（ＣＡ）、３２ａ〜
３２ｃ，３２ａ′〜３２ｃ′は磁気ディスク装置とのイ
ンターフェースを司るデバイスアダプタ（ＤＡ）、３３
はキャッシュメモリ、３４ａ，３４ａ′はキャッシュメ
モリの管理及びヒット／ミス判定等の処理を行うキャッ
シュファンクションエンジン（ＣＦＥ）、３５ａ，３５
ａ′は全体の資源管理及び処理動作に関する制御を行う
リソースマネージャ（ＲＭ）、３６ａ，３６ａ′は各ユ
ニットのＩＭＬ（イニシャル・マイクロプログラム・ロ
ーデング）処理や状態監視処理、障害時のリカバリ処理
を行うサービスアダプタ、３７ａ，３７ａ′は各ユニッ
トの制御用マイクロプログラムを記憶する不揮発性のメ
モリ（ＰＳ）で、例えば磁気ディスク装置である。

【０００４】各ユニットは相互にバス３８ａ，３８ａ′
で接続されており、各バス３８ａ，３８ａ′は図示しな
いがC-BUS,D-BUS,S-BUSを有している。C-BUSは各ユニッ
トがメッセージ通信及び制御情報のアクセスを行う制御
用バス、D-BUSは各ユニットがデータを授受するデータ
転送用バス、S-BUSはサービスアダプタ３６ａ，３６
ａ′がマスターになり、各ユニットの状況を管理するサ
ービスバスである。又、サービスアダプタ３６ａ，３６
ａ′には図示しないが操作パネルが接続されている。図
２のディスク制御装置では中央点線で左右に対称に構成
された二重化構成（Ｇ０は第１コントローラ側で０系，
Ｇ１は第２コントローラ側出１系）になっており、キャ
ッシュメモリ３３は共通モジュールを構成している。Ｃ
ＰＵ１０は所定のチャネルを介して第１コントローラ側
Ｇ０と第２コントローラ側Ｇ１側のチャネルアダプタに
適宜接続され、又、各ディスク装置（ＤＡＳＤ）４０ａ
〜４０ｆは第１コントローラ側Ｇ０と第２コントローラ
側Ｇ１からアクセス可能になっている。従って、一方の
チャネルアダプタあるいはデバイスアダプタに障害が生
じてもＣＰＵは他方のチャネルアダプタ、デバイスアダ
プタから磁気ディスク装置にアクセスすることができ
る。

【０００５】チャネルアダプタ３１ａ〜３１ｃ′、デバ
イスアダプタ３２ａ〜３２ｃ′、キャッシュファンクシ
ョンエンジン３４ａ〜３４ａ′、リソースマネージャ３
５ａ〜３５ａ′、サービスアダプタ３６ａ，３６ａ′は
それぞれマイクロプロセッサで構成されており、おおむ
ね図３に示す構成を備えている。図において、５１はマ
イクロプロセッサ（ＭＰＵ）、５２はＲＡＭ構成の制御
記憶部（ＣＳ）、５３はＲＯＭ構成の制御記憶部（Ｃ
Ｓ）、５４は内部バス３８ａ，３８ａ′に接続されたド
ライバ／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）、５５はバスインター
フェースロジック（ＢＩＬ）、５６は外部インターフェ
ースと接続されたドライバ／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）、
５７はバッファ又は制御テーブル記憶部（ＴＳ）、５８
は個別ＬＳＩ（ゲートアレイ）である。リソースマネー
ジャ３５ａ，３５ａ′の制御テーブル記憶部５７には各
種制御テーブル、例えば排他管理テーブルＥＡＴ、パス
グループテーブルＰＧＴ、物理構成テーブルＰＣＴ等が
記憶される。

【０００６】磁気ディスク装置の各トラック上にはＣＫ
Ｄ形式（ＣＫＤフォーマット）に従ってデータが記憶さ
れている。図４はＣＫＤフォーマットデータの説明図で
ある。トラック上には、ギャップで区切ったいくつかの
領域があり、先頭にはインデックスマークが付されてい
る。ＨＡはホームアドレス領域であり、自分自身が存在
するトラックのアドレスを記述する領域であり、インデ
ックスマークの後に設けられている。ホームアドレス領
域の後にはカウント領域Ｃ、キー領域Ｋ、データ領域Ｄ
で構成されるレコードＲ０，Ｒ１，Ｒ２，・・・が複数
個書かれている。カウンタ領域Ｃには、トラックアドレ
ス（ＣＣＨＨ、ＣＣ：シリンダアドレス、ＨＨ：ヘッド
番号）、レコード番号Ｒ及び後に続くキー領域、データ
領域の長さなどが書かれている。従って、トラックアド
レスとレコード番号を指定することにより、個々のレコ
ードを指定することができる。キー領域Ｋには検索のた
めのキーが書かれるが必ずしも必要ではない。データ領
域Ｄには、ユーザデータが書かれている。

【０００７】かかるディスク制御装置ＤＣＵによれば、
以下のようにデータの読み取り、書き込みが行われる。
図５及び図６はデータ読み取り時のレコードの流れの説
明図であり、図５はリードヒットしない場合（読み取る
レコードがキャッシュメモリに存在しない場合）、図６
はリードヒットした場合である。尚、キャッシュファン
クションエンジンＣＦＥ内蔵のバッファには、キャッシ
ュメモリＣＭに存在するレコードのアドレス（ＣＣＨＨ
Ｒ）と、該レコードが磁気ディスクＤＡＳＤに保存され
ているか否かを示すフラグＦＬＡＧ（１は非保存、０は
保存）が記憶されている。

【０００８】チャネル装置ＣＨよりシークコマンドＳＫ
が発生すると、チャネルアダプタＣＡはシークコマンド
をコマンド待ち行列にキューイングし、しかる後、シー
ク動作が終了したように見せ掛けて動作終了信号をチャ
ネル装置ＣＨに返す。チャネル装置ＣＨはシーク動作終
了信号の受信により、セットセクタコマンドＳＳを発行
する。このコマンドを受信すると、チャネルアダプタＣ
Ａはコマンド待ち行列にキューイングし、ついで、セッ
トセクタ動作が終了したように見せ掛けて動作終了信号
をチャネル装置ＣＨに返す。チャネル装置ＣＨはセット
セクタ動作終了信号の受信により、サーチＩＤコマンド
ＳＩＤを発行する。このコマンドを受信するとチャネル
アダプタＣＡはキャッシュファンクションエンジンＣＦ
Ｅに要求されたアドレス（ＣＣＨＨＲ）のレコードがキ
ャッシュメモリＣＭに存在するか問い合わせる。

【０００９】要求されたレコードがキャッシュメモリＣ
Ｍに存在しなければ、チャネルアダプタＣＡはリソース
マネージャＲＭにその旨を通知すると共に、チャネル装
置ＣＨを磁気ディスク制御装置ＤＣＵから切り離すため
にリトライ信号を発行する。尚、リトライ信号の受信に
より、チャネル装置ＣＨは磁気ディスク制御装置ＤＣＵ
から一時的に切り離れ、その間別の磁気ディスク制御装
置に対するサービス等を実行できる。又、チャネル装置
ＣＨはリトライ信号を受信して切離れてから、次にコマ
ンド要求信号を受信した場合には、直前に発行したコマ
ンド（この例ではサーチＩＤコマンド）を再送するよう
になっている。リソースマネージャＲＭは排他制御テー
ブルを参照して対象となる磁気ディスクＤＡがアクセス
中でないことを確認し、所定のデバイスアダプタＤＡを
決定し、該デバイスアダプタの識別データをチャネルア
ダプタＣＡに通知、又該デバイスアダプタＤＡにチャネ
ルアダプタの識別データを通知する。

【００１０】チャネルアダプタＣＡは通知されたデバイ
スアダプタＤＡにシークコマンドに含まれるＣＫＤトラ
ック位置（ＣＣＨＨ）を渡してステージングを指示す
る。デバイスアダプタＤＡはステージングが指示される
と、指示された１ＣＫＤトラック（ＣＣＨＨ）分のデー
タを読み取りキャッシュメモリＣＭに書き込み（図５参
照）、書き込み後、ステージング終了をチャネルアダプ
タＣＡに通知する。これによりチャネルアダプタＣＡは
コマンド要求信号をチャネル装置ＣＨに送出する。チャ
ネル装置ＣＨはコマンド要求を受信すると、直前に発行
したサーチＩＤコマンドＳＩＤを再度発行する。チャネ
ルアダプタＣＡはサーチＩＤコマンドＳＩＤを受信すれ
ば、キャッシュメモリＣＭ上で指示されたレコードの検
索を行い、検索終了によりサーチＩＤの動作終了信号を
チャネル装置ＣＨに送る。チャネル装置ＣＨはサーチＩ
Ｄの動作終了信号を受信すればリードコマンドＲＤを発
行する。チャネルアダプタＣＡはリードコマンドＲＤを
受信すれば、サーチしてあるレコードをキャッシュメモ
リＣＭから読み出してチャネル装置ＣＨに転送する。

【００１１】一方、サーチＩＤで要求されたレコードが
キャッシュメモリＣＭに存在すれば（リードヒット）、
チャネルアダプタＣＡはコマンド要求信号をチャネル装
置ＣＨに送出する。チャネル装置ＣＨはコマンド要求を
受信すると、リードコマンドＲＤを発行する。チャネル
アダプタＣＡはリードコマンドＲＤを受信すれば、要求
されたレコードをキャッシュメモリＣＭから読み出して
チャネル装置ＣＨに転送する（図６参照）。

【００１２】図７、図８はデータ書き込み時のデータの
流れの説明図であり、図７はライトスルーの場合、図８
はライトヒットの場合である。チャネル装置ＣＨよりシ
ークコマンドＳＫが発生すると、チャネルアダプタＣＡ
はシークコマンドをコマンド待ち行列にキューイング
し、しかる後、シーク動作が終了したように見せ掛けて
動作終了信号をチャネル装置ＣＨに返す。チャネル装置
ＣＨはシーク動作終了信号の受信により、セットセクタ
コマンドＳＳを発行する。このコマンドを受信すると、
チャネルアダプタＣＡはコマンド待ち行列にキューイン
グし、ついで、セットセクタ動作が終了したように見せ
掛けて動作終了信号をチャネル装置ＣＨに返す。チャネ
ル装置ＣＨはセットセクタ動作終了信号の受信により、
サーチＩＤコマンドＳＩＤを発行する。このコマンドを
受信するとチャネルアダプタＣＡはキャッシュファンク
ションエンジンＣＦＥに要求されたアドレス（ＣＣＨＨ
Ｒ）のレコードがキャッシュメモリＣＭに存在するか問
い合わせる。

【００１３】要求されたレコードがキャッシュメモリＣ
Ｍに存在しなければ、チャネルアダプタＣＡはリソース
マネージャＲＭにその旨を通知すると共に、チャネル装
置ＣＨを磁気ディスク制御装置ＤＣＵから切り離すため
にリトライ信号を発行する。尚、リトライ信号の受信に
より、チャネル装置ＣＨは磁気ディスク制御装置ＤＣＵ
から一時的に切り離れる。リソースマネージャＲＭは排
他制御テーブルを参照して対象となる磁気ディスクＤＡ
がアクセス中でないことを確認し、所定のデバイスアダ
プタＤＡを決定し、該デバイスアダプタの識別データを
チャネルアダプタＣＡに通知、又該デバイスアダプタＤ
Ａにチャネルアダプタの識別データを通知する。

【００１４】チャネルアダプタＣＡは通知されたデバイ
スアダプタＤＡにシークコマンドに含まれる位置付けパ
ラメータ（ＣＣＨＨ）を渡して磁気ディスク装置ＤＡＳ
Ｄをしてシーク動作を実行させ、シーク動作完了により
セットセクタコマンドに含まれる位置付けパラメータ
（セクタ値）を渡して同様に磁気ディスク装置ＤＡＳＤ
にセットセクタ動作を実行させる。セットセクタ動作が
完了すれば、チャネルアダプタＣＡはチャネルコマンド
要求信号をチャネル装置に送る。チャネル装置ＣＨはコ
マンド要求を受信すると、直前に発行したサーチＩＤコ
マンドＳＩＤを再度発行する。チャネルアダプタＣＡは
サーチＩＤコマンドＳＩＤを受信すれば、サーチＩＤの
パラメータ（レコード番号Ｒ）をデバイスアダプタＤＡ
に渡して磁気ディスク装置ＤＡＳＤをしてサーチＩＤ動
作を実行させ、サーチ動作完了すれば動作終了信号をチ
ャネル装置ＣＨに送る。

【００１５】チャネル装置ＣＨはサーチ動作終了信号を
受信すれば、ライトコマンドＷＤを発行する。チャネル
アダプタＣＡはライトコマンドを受信すれば、データ
（レコード）をキャッシュメモリＣＭに書き込むと共
に、デバイスアダプタＤＡを介して磁気ディスク装置Ｄ
ＡＳＤの指令アドレスＣＣＨＨＲに書き込む（図７参
照）。尚、キャッシュファンクションエンジンＣＦＥの
メモリには書き込まれたレコードのアドレスＣＣＨＨＲ
（フラグは０）が格納される。以上の処理はライトスル
ーとよばれる。このライトスルーでは磁気ディスク装置
ＤＡＳＤにキャッシュメモリと並行してレコードを書き
込むため、アクセス速度が遅い。このため、ディスク制
御装置ＤＣＵの内部に不揮発性メモリＮＶＳを設け、該
キャッシュメモリ並行して不揮発性メモリに書き込んで
書き込み動作を終了するようにしてアクセスの高速化を
図ったディスク制御装置もある。

【００１６】一方、サーチＩＤで要求されたアドレス
（ＣＣＨＨＲ）のレコードがキャッシュメモリＣＭに存
在すれば（ライトヒット）、チャネルアダプタＣＡはコ
マンド要求信号をチャネル装置ＣＨに送出する。チャネ
ル装置ＣＨはコマンド要求を受信すると、ライトコマン
ドＷＤを発行する。チャネルアダプタＣＡはライトコマ
ンドＷＤを受信すれば、キャッシュメモリＣＭに記憶さ
れているＣＣＨＨＲのレコードを書き替える（図８参
照）。この時、キャッシュファンクションエンジンＣＦ
Ｅのメモリに記憶されているＣＣＨＨＲに応じたフラグ
は１に変更される。以後、ディスク制御装置はホストと
の動作と関係なく、フラグが１のＣＣＨＨＲのレコード
をキャッシュメモリＣＭから磁気ディスク装置ＤＡＳＤ
に書き戻し（ライトバック）、書き戻しによりフラグを
０にする。

【００１７】ライトヒット及びライトバック動作を行う
機能は高速書き込みモードとよばれる。この機能を実現
するためにはキャッシュメモリＣＭがバッテリーバック
アップされていなくてはならない。なぜならば、不用意
な電源断の際にキャッシュメモリ上のまだライトバック
動作が行われていないデータが失われてしまうからであ
る。

【００１８】図９はバッテリーバックアップ用のバッテ
リーユニットを付加したディスク制御装置ＤＣＵの構成
図である。尚、図２と同一部分には同一符号を付し、
又、一部構成要素を省略して示してある。図中、３９
ａ，３９ａ′はユニットパワーコントローラ（ＵＰＣ：
電源制御部）、３９ｃはバッテリーユニット（ＢＴＵ）
である。０系（Ｇ０）のユニットパワーコントローラ３
９ａは電源スイッチオン・オフに基づいて０系側の各ユ
ニット及びキャッシュメモリ３３への電源投入、切断を
制御し、電源オン・オフを示すパワー状態信号ＰＷＣを
バッテリーユニット３９ｃに入力する。同様に、１系
（Ｇ１）のユニットパワーコントローラ３９ａ′は電源
スイッチオン・オフに基づいて１系側の各ユニット及び
キャッシュメモリ３３への電源投入、切断を制御し、電
源オン・オフを示すパワー状態信号ＰＷＣ′をバッテリ
ーユニット３９ｃに入力する。バッテリーユニット３９
ｃはパワー状態信号ＰＷＣ，ＰＷＣ′を参照し、両系の
電源が共にオフの場合にのみキャッシュメモリ３３にバ
ッテリー電圧を供給し、その記憶状態を保持する。

【００１９】さて、オペレーティングシステム（ＯＳ）
がＣＫＤフォーマットによってデータをハンドリングす
る場合、ディスク制御装置ＤＣＵにはＣＫＤフォーマッ
トを前提としたディスク装置（ＣＫＤディスク装置）し
か接続できない。ところが、近年、ＳＣＳＩ等のインタ
フェースを保持するＦＢＡ(Fixed BlockArchitecture)
ディスク装置の容量が技術の進歩に伴って飛躍的に大き
くなり、従来のＣＫＤディスク装置並みの容量を実現し
つつある。ＦＢＡフォーマットは図１０に示すように、
全ての論理ブロック（ＦＢＡブロック）の長さが等し
く、１ＣＫＤトラックを所定数のＦＢＡブロックに分割
したものである。各ＦＢＡブロックは固有の認識番号
１、２、・・・を有し、その先頭には６４バイトのＣＫ
Ｄ・ＦＢＡフォーマット変換（ＣＯＦ変換：ＣＫＤ Ｏ
Ｎ ＦＢＡ）用のＩＤ部が設けられている。又、各ＦＢ
Ａブロックの前にはＦＢＡブロックアドレス（ＦＢＡブ
ロックの識別番号）を記憶するＩＤ部（ＦＢＡ用ブロッ
クＩＤ部）が設けられている。かかるＦＢＡディスク装
置は小型で価格も安く、大型計算機システムの外部装置
としても十分使用できる性能を保持する。

【００２０】

【発明が解決しようとする課題】ＣＫＤ制御方式で上位
装置がデータをハンドリングするシステムにＦＢＡディ
スク装置を適用できるようにするためには、上位装置か
ら転送されるＣＫＤフォーマットデータをディスク制御
装置内でＦＢＡフォーマットに変換する必要がある（図
１１参照）。又、ＳＣＳＩインターフェースを経由して
ＦＢＡディスクからＦＢＡデータを読み取った場合、該
ＦＢＡデータをＣＫＤフォーマットに変換したあと、上
位装置に転送する必要がある。しかし、従来、ＣＫＤ・
ＦＢＡフォーマット変換（ＣＯＦ変換）を行う有効な方
法がなかった。特に、ＣＫＤディスク装置を用いる場
合、ディスク制御装置は上位装置よりのシークコマン
ド、セットセクタコマンド、サーチＩＤコマンドに応じ
た位置付け動作を行ってレコードを読み取るようにして
いるが、ＦＢＡディスク装置を用いる場合シークコマン
ド、セットセクタコマンド、サーチＩＤコマンドにより
ＣＫＤディスクの場合と同様の制御を行うことができな
かった。

【００２１】又、ＣＫＤ・ＦＢＡフォーマットの相互変
換（ＣＯＦ変換：ＣＫＤ ＯＮ ＦＢＡ）においては、書
き込み、あるいは読み取りデータをキャッシュメモリ上
に展開し、しかる後ＣＯＦ変換し、上位装置へデータを
転送する時はデバイスアダプタＤＡがチャネルアダプタ
ＣＡに転送を許可し、ＦＢＡディスクへデータを転送す
る時はチャネルアダプタＣＡがデバイスアダプタＤＡに
転送許可を出すようにしている。しかし、かかる方法で
は、ＣＫＤディスク装置で可能であった並行転送（デバ
イスアダプタＤＡとキャッシュメモリＣＭ間のデータ転
送と、キャッシュメモリＣＭとチャネルアダプタＣＡ間
のデータ転送）が不可能となる問題がある。また、その
ような方法ではレスポンス時間が大幅にかかってしま
い、結果的に全体の処理時間が大幅にかかりシステムと
しての性能低下に繋がる問題が生じていた。

【００２２】更に、従来のキャッシュメモリのバックア
ップ制御においては、０系、１系の電源が切断されると
キャッシュメモリにバックアップすべきデータが存在し
ているか否かに関係なく、常にキャッシュメモリをバッ
テリーバックアップしている。しかし、かかるバッテリ
ーバックアップ方法では、電源が投入された時バッテリ
ーが消耗していることが多く、バッテリーの充電が完了
するまでは高速書き込みモードを使用できず、ライト・
スルーモードのみで動作しなくてはならない問題があっ
た。

【００２３】又、ディスク制御装置の高機能化及びＲＡ
Ｓ性能の向上のために、制御装置の二重化が図られてい
る。かかる二重化構成により、一方の制御系がダウンし
ても他方の制御系で運用が続行可能となる。例えば、上
位装置は０系、１系のチャネルアダプタに接続されてい
るため、一方のチャネルアダプタが障害によりダウンし
ても他方のチャネルアダプタを介して磁気ディスク装置
にアクセスできる。又、０系、１系のデバイスアダプタ
は同じ磁気ディスク装置にアクセスできるようになって
おり、このため、一方のデバイスアダプタがダウンして
も他方のデバイスアダプタを介して磁気ディスク装置に
アクセスできる。

【００２４】しかし、ジョブの制御、ディスク制御装置
内の資源の管理制御、制御装置配下のデバイスの情報を
制御するリソースマネージャＲＭにおいては、本来の意
味における二重化がとられていない。すなわち、両系の
制御テーブル記憶部に保持されている各種テーブルや制
御情報が互いに異なっており、一方のリソースマネージ
ャがダウンした場合に他方の系のリソースマネージャで
代行することができない。そこで、両系のリソースマネ
ージャにおける制御情報（ホスト側からの仕事の内容・
順番・制御情報、制御装置内の資源情報、各々のデバイ
スにおける状態等）の同一化を図るために常に更新を行
うことが考えられる。両系が正常に動作している場合
は、かかる方法でよいが、装置の立ち上げ時、片系の電
源ダウン時、片系の立ち上げ時、制御情報（制御テーブ
ル）の初期化中、更には相手側との更新不通時における
自系の制御情報（制御テーブル）の更新、初期化をいか
に行うかが問題になる。

【００２５】以上から本発明の目的は、キャッシュメモ
リ上にバックアップすべきデータが存在する場合のみキ
ャッシュメモリをバックアップし、これによりバッテリ
ーの消耗を防止し、電源投入時に直ちに高速書き込みモ
ードを使用できるディスク制御装置の制御方法を提供す
ることである。

【００２６】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。１１は上位装置、３０はディスク制御装置
（ＤＣＵ）、４０ａはＦＢＡフォーマット形式でデータ
を読み書きする磁気ディスク装置（ＤＡＳＤ）である。
３１ａは上位装置とのインターフェースを司るチャネル
アダプタ（ＣＡ）、３２ａは磁気ディスク装置とのイン
ターフェースを司るデバイスアダプタ（ＤＡ）、３３は
キャッシュメモリ、３５ａは全体の資源管理及び各種処
理動作を制御するリソースマネージャ、３９ｃはキャッ
シュメモリ３３をバッテリーバックアップするバッテリ
ーユニット（ＢＴＵ）である。

【００２７】

【作用】ＦＢＡブロックの固定位置（先頭）に、該ＦＢ
Ａブロックに含まれるレコードの番号と該レコード位置
との対応関係を示すＩＤ部を持たせる。上位装置１１か
らＣＫＤフォーマットで位置付けコマンド（シークコマ
ンド、サーチコマンド）が指令された時、デバイスアダ
プタ３２ａはシークコマンドのパラメータ値（ＣＫＤト
ラック番号ＣＣＨＨ）に対応するＦＢＡブロック番号を
求め、該番号のＦＢＡブロック位置にヘッドを位置付け
する。ついで、セットセクタコマンドのパラメタ値（セ
クタ値）に対応するＦＢＡブロック番号を求め、該ＦＢ
Ａブロック番号が指示するＦＢＡブロックから同一ＣＫ
Ｄトラック内の最後のブロックまでを読み取ってキャッ
シュメモリ３３に展開する。しかる後、チャネルアダプ
タ３１ａはキャッシュメモリ３３上で上位装置１１から
指令されたレコードをＩＤ部に記録されている対応関係
を参照して検索する。そして、チャネルアダプタ３１ａ
はデータ読み取りの場合には、検索したＣＫＤレコード
をキャッシュメモリ３３から読み取って上位装置１１へ
転送する。又、データ書き込みの場合には、キャッシュ
メモリ上でレコードを書き替え、しかる後、書き替えレ
コードをＦＢＡブロック単位でＦＢＡディスク装置４０
ａに書き込む。

【００２８】又、デバイスアダプタ３２ａはＦＢＡブロ
ック番号が指示するＦＢＡブロックから１ＣＫＤトラッ
ク分のブロックを読み取って内蔵のバッファに記憶しつ
つ、該バッファより１ＦＢＡブロックづつキャッシュメ
モリ３３に展開し、キャッシュメモリ３３に１ＦＢＡブ
ロック分のデータの記憶が完了する毎に完了通知を出
す。チャネルアダプタ３１ａは完了通知が出される毎に
キャッシュメモリ３３上で上位装置から指令されたレコ
ードを検索し、存在する場合にはキャッシュメモリ３３
からレコードを読み出して上位装置１１へ転送する。こ
れにより、ＦＢＡディスク装置の場合でもＣＫＤディス
ク装置の場合と同様のデータ転送制御（並行転送制御）
ができる

【００２９】更に、バッテリーユニット３９ｃは、電源
断時、キャッシュメモリ３３に記憶されているデータが
ディスク装置４０ａに保存されたか否かを判断し、保存
されていない場合にはキャッシュメモリをバッテリーバ
ックアップし、保存されている場合にはバッテリーバッ
クアップしないようにする。又、ディスク制御装置３０
が二重化され、第１、第２の系に共通にキャッシュメモ
リ３３が設けられている場合、バッテリーユニット３９
ｃは一方の系の電源断時、該一方の系に関係するキャッ
シュメモリの記憶データがディスク装置に保存されたか
否かを記憶し、他方の系の電源断時、該他方の系に関係
するキャッシュメモリの記憶データがディスク装置に保
存されたか否かを判断し、保存されている場合には、一
方の系の保存の有無に基づいてキャッシュメモリのバッ
テリーバックアップの必要性を判定し、保存されていな
い場合には一方の系の保存の有無に関係なくキャッシュ
メモリをバッテリーバックアップする。以上により、バ
ッテリーユニット３９ｃはキャッシュメモリ３３上にバ
ックアップすべきデータが存在する場合のみキャッシュ
メモリをバックアップし、これによりバッテリーの消耗
を防止でき、従って電源投入時に直ちに高速書き込みモ
ードを利用できる。

【００３０】

【実施例】(a) 本発明の第１の実施例 図１２はＦＢＡディスク装置の場合でも、ＣＫＤディス
ク装置の場合と同様の位置付け制御、データ検索制御を
行う本発明の第１の実施例構成図である。尚、説明を簡
単にするために、チャネルアダプタ、デバイスアダプタ
は１個のみ示し、又バス線も１つのみ示す。図中、１０
はＣＫＤ形式でデータを扱うＯＳを備えたホスト装置
（ＣＰＵ）、２０ａはチャネル（ＣＨ）、３０はディス
ク制御装置（ＤＣＵ）、４０ａはＦＢＡフォーマットで
データの読み／書きを行う磁気ディスク装置（ＤＡＳ
Ｄ）である。

【００３１】ディスク制御装置３０において、３１ａは
上位装置とのインターフェースを司るチャネルアダプタ
（ＣＡ）、３２ａは磁気ディスク装置４０ａとのインタ
ーフェースを司るデバイスアダプタ（ＤＡ）、３３はキ
ャッシュメモリ、３４ａはキャッシュメモリの管理及び
ヒット／ミス判定等の処理を行うキャッシュファンクシ
ョンエンジン（ＣＦＥ）、３５ａは全体の資源管理及び
処理動作に関する制御を行うリソースマネージャ（Ｒ
Ｍ）、３６ａは各ユニットのＩＭＬ処理や各種状態監視
処理、障害時のリカバリ処理を行うサービスアダプタ、
３７ａは各ユニットの制御用マイクロプログラムや制御
テーブル類を記憶する不揮発性メモリ、３８ａはバス
線、３９ｄは操作パネルである。各ユニットは相互にバ
ス３８ａで接続されており、各バス３８ａは図示しない
がC-BUS,D-BUS,S-BUSを有している。

【００３２】チャネルアダプタ３１ａ、デバイスアダプ
タ３２ａ、キャッシュファンクションエンジン３４ａ、
リソースマネージャ３５ａはそれぞれマイクロプロセッ
サで構成されており、初期時、サービスアダプタＳＡの
制御でメモリ３７ａより制御用マイクロプログラムや制
御テーブル類がローデングされる（ＩＭＬ）。

【００３３】磁気ディスク装置４０ａにはキャッシュメ
モリ３３を介してＦＢＡブロック単位でデータの読み／
書きが行われる。この場合、図１３に示すように、各Ｃ
ＫＤレコードは物理トラック上のインデックスからのバ
イト位置をＢｉとすれば、キャッシュメモリ上でもメモ
リ先頭から同じバイト位置Ｂｉに置かれる。ただし、Ｆ
ＢＡブロックに分割したとき、それぞれのＦＢＡブロッ
クの先頭にＩＤ部（例えばＦＢＡ用ブロックＩＤ及び６
４バイトのＣＯＦ用ＩＤ）を挿入する。又、実トラック
上のギャップに関しても同じ長さのダミーデータをキャ
ッシュメモリ上に設ける。各ＦＢＡブロックは図１４に
示すように物理トラック長をｎ分割した同一の長さを備
え、前述のように先頭に６４バイトのＣＯＦ用ＩＤ部及
びＦＢＡ用ブロックＩＤ部を有している。６４バイトの
ＣＯＦ用ＩＤ部は以下に示す内容を有している。

【００３４】すなわち、ＩＤ部には 当該ＦＢＡブロックに格納されるＣＫＤトラックの先
頭セクタ値、 ブロック固有の情報（例えば当該ブロックに有効なレ
コードが存在する等）を格納するブロックフラグ、 トラック固有の情報（例えば、正常トラック、交替ト
ラック、不良トラック、欠陥交替トラック等）を格納す
るトラックフラグ、 当該ブロックのＣＫＤトラックにおける論理ＣＣＨ
Ｈ、 交替されるＣＫＤトラックの論理ＣＣＨＨ又は不良ト
ラックの論理ＣＣＨＨ（ＡＬＴ ＣＣＨＨ）、 当該ブロックに存在する個々のレコードの番号、 当該ブロックに存在する個々のレコードの情報（レコ
ードディスクリプタ）及び当該ブロックに格納されてい
るＣＫＤトラックデータ（ＣＣＨＨ）の先頭からカウン
ト／ＨＡ(Home Address)／ＥＯＴ（End of track)まで
のバイト数（レコードポインタ）が記録される。レコー
ドディスクリプタのＢｉｔ１５〜Ｂｉｔ９は以下の意味
を有し、その他のビットは未使用あるいはその他の用途
に用いられる。

【００３５】 Ｂｉｔ１５：標準レコード（物理ＣＣＨＨと論理ＣＣＨ
Ｈの値が一致するレコー ド）である Ｂｉｔ１４：ＨＡフィ−ルドである Ｂｉｔ１３：ＥＯＴフィ−ルドである Ｂｉｔ１２：レコードがこのブロックに収まっている Ｂｉｔ１１：カウント部の書き込みで中断が発生した Ｂｉｔ１０：キー部の書き込みで中断が発生した Ｂｉｔ９：データ部の書き込みで中断が発生した 以上のような方法で、データ（レコード）をＦＢＡブロ
ック化してキャッシュメモリ３３上に展開することによ
りＦＢＡディスクに対してデータの書き込みあるいは読
み取りを１ＦＢＡブロック単位で行う。すなわち、ライ
ト動作時、デバイスアダプタ３２ａはＩＤ部を先頭と
し、次ぎのＩＤ部直前までのデータを１ＦＢＡブロック
として必要なブロックをディスク装置に書き込むことが
できる。又、リード動作時、デバイスアダプタ３２ａは
セットセクタで指定されたパラメタ値（セクタ値）に基
づいて、リードすべきＦＢＡブロックをＦＢＡディスク
装置４０ａより読み取ってキャッシュメモリ３３上に展
開する。しかる後、チャネルアダプタ３１ａは展開され
たデータのＩＤ部を解析し、上位装置が要求しているフ
ィールドのデータだけを転送する。以下、データの読み
取り及び書き込みについて詳細に説明する。

【００３６】データの読み取り 図１５は本発明によるデータ読み取りの説明図である。
チャネル装置２０ａよりシークコマンドＳＫが発生する
と、チャネルアダプタ３１ａはシークコマンドをコマン
ド待ち行列にキューイングし、しかる後、シーク動作が
終了したように見せ掛けて動作終了信号をチャネル装置
２０ａに返す。チャネル装置２０ａはシーク動作終了信
号の受信により、セットセクタコマンドＳＳを発行す
る。このコマンドを受信すると、チャネルアダプタ３１
ａはコマンド待ち行列にキューイングし、ついで、セッ
トセクタ動作が終了したように見せ掛けて動作終了信号
をチャネル装置ＣＨに返す。チャネル装置２０ａはセッ
トセクタ動作終了信号の受信により、サーチＩＤコマン
ドＳＩＤを発行する。このコマンドを受信するとチャネ
ルアダプタ３１ａはキャッシュファンクションエンジン
３４ａに要求されたアドレス（ＣＣＨＨＲ）のレコード
がキャッシュメモリ３３に存在するか問い合わせる（ヒ
ット問い合わせ）。

【００３７】要求されたレコードがキャッシュメモリ３
３に存在しなければ（ＮＯＴ ＨＩＴ）、チャネルアダ
プタ３１ａはリソースマネージャ３５ａにその旨を通知
すると共に、チャネル装置２０ａを磁気ディスク制御装
置３０から切り離すためにリトライ信号を発行する。リ
ソースマネージャ３５ａは内蔵のテーブル記憶部に記憶
されている排他制御テーブルＥＣＴを参照して対象とな
る磁気ディスク装置４０ａがアクセス中でないことを確
認し、所定のデバイスアダプタ３２ａを決定し、該デバ
イスアダプタの識別データをチャネルアダプタ３１ａに
通知し、又、該デバイスアダプタ３２ａにチャネルアダ
プタ３１ａの識別データを通知する。

【００３８】チャネルアダプタ３１ａは通知されたデバ
イスアダプタ３２ａにシークコマンドに含まれるＣＫＤ
トラック位置（ＣＣＨＨ）を渡し、シーク動作を指令す
る。デバイスアダプタ３２ａはシーク指令を受信する
と、次式によりＣＫＤトラックＣＣＨＨの先頭ＦＢＡブ
ロック番号Ｘを演算する。 Ｘ＝［（Ｍ−１）・（ヘッド本数）＋Ｎ］・Ｂ ・・・(1) ただし、(1)式において、Ｍ＝ＣＣ，Ｎ＝ＨＨ、Ｂは１
ＣＫＤトラックに含まれるＦＢＡブロック数である。

【００３９】デバイスアダプタ３２ａは先頭ＦＢＡブロ
ック番号が求まれば、磁気ディスク装置４０ａに対して
ＳＣＳＩインターフェースを介してヘッドを先頭ブロッ
クに位置付けするためのシーク動作を指令する。そし
て、磁気ディスク装置４０ａよりシーク指令に対する位
置付け完了信号を受信すれば、その旨をチャネルアダプ
タ３１ａに通知する。これにより、チャネルアダプタ３
１ａはデバイスアダプタ３２ａにセットセクタコマンド
に含まれるセクタ値（Ｓ）を渡し、セットセクタ動作を
指令する。デバイスアダプタ３２ａはセットセクタ指令
を受信すると、次式により指示されたセクタに記録され
ている先頭のＦＢＡブロック番号Ｙを演算する。 ｙ＝Ｓ・（１セクタのバイト長）／１ＦＢＡのバイト長 ・・・(2) （ただし、ｙはトラック先頭からのＦＢＡブロック数） Ｙ＝Ｘ＋［ｙ］ ・・・(3) （［ｙ］は小数点を切り上げた整数）

【００４０】ついで、デバイスアダプタ３２ａは磁気デ
ィスク装置４０ａに対してＳＣＳＩインターフェースを
介してヘッドをブロック番号ＹのＦＢＡブロックに位置
付けするためのセットセクタ動作を指令する。そして、
磁気ディスク装置４０ａよりセットセクタ指令に対する
位置付け完了信号を受信すれば、磁気ディスク装置４０
ａに１ＣＫＤブロック分（例えばＥＯＴを含むブロック
迄）の読み取りを指示し、読み取られたＦＢＡブロック
をキャッシュメモリ３３に書き込む（ステージング、図
１３参照）。この際、キャッシュファンクションエンジ
ン３４ａ内蔵のメモリには、各ＦＢＡブロックのＩＤ部
に記録されているレコードのアドレスＣＣＨＨＲが格納
される。

【００４１】キャッシュメモリ３３への書き込みが終了
すれば、デバイスアダプタ３２ａはステージング終了を
チャネルアダプタ３１ａに通知する。これによりチャネ
ルアダプタ３１ａはコマンド要求信号をチャネル装置２
０ａに送出する。チャネル装置２０ａはコマンド要求を
受信すると、直前に発行したサーチＩＤコマンドＳＩＤ
を再度発行する。チャネルアダプタ３１ａはサーチＩＤ
コマンドＳＩＤを受信すれば、ＩＤ情報（レコード番号
とポインタ）を参照してキャッシュメモリＣＭ上で指示
されたレコードの検索を行い、検索終了によりサーチＩ
Ｄの動作終了信号をチャネル装置２０ａに送る。チャネ
ル装置２０ａはサーチＩＤの動作終了信号を受信すれば
リードコマンドＲＤを発行する。チャネルアダプタ３１
ａはリードコマンドＲＤを受信すれば、サーチしてある
レコードをキャッシュメモリ３３からダイレクトに読み
出してチャネル装置２０ａに転送し、転送動作が終了す
れば、正常終了ステータスを報告する。

【００４２】一方、サーチＩＤで要求されたレコードが
キャッシュメモリＣＭに存在すれば（リードヒット）、
チャネルアダプタ３１ａはコマンド要求信号をチャネル
装置２０ａに送出する。チャネル装置２０ａはコマンド
要求を受信すると、直前に発行したサーチＩＤコマンド
ＳＩＤを再度発行する。チャネルアダプタ３１ａはサー
チＩＤコマンドＳＩＤを受信すれば、ＩＤ情報を参照し
てキャッシュメモリＣＭ上で指示されたレコードの検索
を行い、検索終了によりサーチＩＤの動作終了信号をチ
ャネル装置２０ａに送る。チャネル装置２０ａはサーチ
ＩＤの動作終了信号を受信すればリードコマンドＲＤを
発行する。チャネルアダプタＣＡはリードコマンドＲＤ
を受信すれば、要求されたレコードをキャッシュメモリ
ＣＭから読み出してチャネル装置ＣＨに転送し、転送動
作終了後正常終了ステータスを報告する。

【００４３】データの書き込み 図１６はデータの書き変え手順の説明図である。チャネ
ル装置２０ａよりシークコマンドＳＫが発生すると、チ
ャネルアダプタ３１ａはシークコマンドをコマンド待ち
行列にキューイングし、しかる後、シーク動作が終了し
たように見せ掛けて動作終了信号をチャネル装置２０ａ
に返す。チャネル装置２０ａはシーク動作終了信号の受
信により、セットセクタコマンドＳＳを発行する。この
コマンドを受信すると、チャネルアダプタ３１ａはコマ
ンド待ち行列にキューイングし、ついで、セットセクタ
動作が終了したように見せ掛けて動作終了信号をチャネ
ル装置ＣＨに返す。チャネル装置２０ａはセットセクタ
動作終了信号の受信により、サーチＩＤコマンドＳＩＤ
を発行する。このコマンドを受信するとチャネルアダプ
タ３１ａはキャッシュファンクションエンジン３４ａに
要求されたアドレス（ＣＣＨＨＲ）のレコードがキャッ
シュメモリ３３に存在するか問い合わせる（ヒット問い
合わせ）。

【００４４】要求されたレコードがキャッシュメモリ３
３に存在しなければ、チャネルアダプタ３１ａはリソー
スマネージャ３５ａにその旨を通知すると共に、チャネ
ル装置２０ａを磁気ディスク制御装置３０から切り離す
ためにリトライ信号を発行する。以後、図１５と同様の
ステージング処理が実行される。ステージングが終了す
れば、デバイスアダプタ３２ａはステージング終了をチ
ャネルアダプタ３１ａに通知する。これによりチャネル
アダプタ３１ａはコマンド要求信号をチャネル装置２０
ａに送出する。チャネル装置２０ａはコマンド要求を受
信すると、直前に発行したサーチＩＤコマンドＳＩＤを
再度発行する。チャネルアダプタ３１ａはサーチＩＤコ
マンドＳＩＤを受信すれば、ＩＤ情報を参照してキャッ
シュメモリＣＭ上で指示されたレコードの検索を行い、
検索終了によりサーチＩＤの動作終了信号をチャネル装
置２０ａに送る。

【００４５】チャネル装置２０ａはサーチＩＤの動作終
了信号を受信すればライトコマンドＷＤを発行する。チ
ャネルアダプタ３１ａはライトコマンドＷＤを受信すれ
ば、サーチしてあるレコードをライトコマンドに付随す
るレコードでダイレクトに書き替え、書き替え終了後チ
ャネル装置に正常終了ステータスを報告する。又、キャ
ッシュファンクションエンジンＣＦＥは書き替えレコー
ドのアドレスＣＣＨＨＲに対応するフラグを”１”にす
る。又、以上と並行してディスク制御装置３０内蔵の図
示しない不揮発性メモリ（ＮＶＳ）にライトレコードが
書き込まれる。これは、何等の原因でキャッシュメモリ
３３の内容が磁気ディスク装置４０ａに保存される前に
消失するのを防止するためである。

【００４６】以後、デバイスアダプタ３２ａはホストの
動作と関係なく、フラグが１のＣＣＨＨＲのレコードを
含むＦＢＡブロックをキャッシュメモリ３３から読み取
って磁気ディスク装置ＤＡＳＤに転送し、所定の位置に
書き込ませる（ライトバック）。この場合、キャッシュ
ファンクションエンジン３４ａは該レコードアドレスＣ
ＣＨＨＲのフラグを０にする。一方、サーチＩＤで要求
されたレコードがキャッシュメモリ３３に存在すれば
（ライトヒット）、チャネルアダプタ３１ａはコマンド
要求信号をチャネル装置２０ａに送出する。チャネル装
置２０ａはコマンド要求を受信すると、直前に発行した
サーチＩＤコマンドＳＩＤを再度発行する。チャネルア
ダプタ３１ａはサーチＩＤコマンドＳＩＤを受信すれ
ば、ＩＤ情報を参照してキャッシュメモリＣＭ上で指示
されたレコードの検索を行い、検索終了によりサーチＩ
Ｄの動作終了信号をチャネル装置２０ａに送る。チャネ
ル装置２０ａはサーチＩＤの動作終了信号を受信すれば
ライトコマンドＷＤを発行する。以後、前述の場合と同
様に書き替え処理が行われる。

【００４７】(b) 本発明の第２の実施例 第１の実施例では、デバイスアダプタが１ＣＫＤトラッ
ク分のＦＢＡブロック１〜ｎをＦＢＡディスク装置より
読み出してキャッシュメモリに展開し、しかる後、チャ
ネルアダプタがキャッシュメモリより所望のレコードを
検索してチャネル装置に転送するものとして説明した。
しかし、このような直列的なデータ転送ではレスポンス
時間がかかる。このため、第２の実施例ではキャッシュ
メモリへのＦＢＡブロックの書き込みとキャッシュメモ
リからのデータの読み出しを並行的に実行するようにし
ている。

【００４８】図１７は本発明の第２の実施例の要部構成
図であり、３０はディスク制御装置、３１ａはチャネル
アダプタ、３２ａはデバイスアダプタ、ＣＢＵＳはコン
トロールバス、ＤＢＵＳはデータバスである。チャネル
アダプタ３１ａにおいて、ＣＩＣＲはチャネルとの間で
データ転送を行う際のデータ送信・受信用のレジスタ、
ＣＢＣＲはバスを介してデータ転送を行う際のデータ送
信・受信用のレジスタ、ＢＣＡはチャネルアダプタのデ
ータバッファである。デバイスアダプタ３２ａにおい
て、ＤＩＣＲはＦＢＡディスク装置との間でデータ転送
を行う際のデータ送信・受信用のレジスタ、ＤＢＣＲは
バスを介してデータ転送を行う際のデータ送信・受信用
のレジスタ、ＢＤＡはデバイスアダプタのデータバッフ
ァである。キャッシュメモリ３３において、ＰＴＡ、Ｐ
ＴＢは複数のメモリアクセスポート、ＣＴＭは制御テー
ブル、ＣＭＢはキャッシュメモリ本体部である。キャッ
シュメモリ３３はデュアルポートＲＡＭのように複数の
アクセスポートＰＴＡ，ＰＴＢを備え、各々のポートよ
り同時にデータの書き込み、読み出しが可能となるよう
に構成されている。

【００４９】デバイスアダプタ３２ａは位置付けコマン
ド（シーク、セットセクタ）により１ＣＫＤトラック分
のＦＢＡブロック（ＥＯＴを含むブロックまで）を磁気
ディスク装置４０ａより読み取ってデータバッファＢＤ
Ａに記憶しつつ、該データバッファより１ＦＢＡブロッ
クづつキャッシュメモリ３３に展開する。そして、キャ
ッシュメモリに１ＦＢＡブロック分のデータを記憶する
毎に記憶完了をキャッシュメモリ上に設けた制御テーブ
ルＣＴＭに書き込む。チャネルアダプタ３１ａは制御テ
ーブルＣＴＭを参照して１ＦＢＡブロックの書き込み完
了を識別する。１ＦＢＡブロックのキャッシュメモリ３
３への書き込み完了毎にチャネルアダプタ３１ａは上位
装置より指示されたレコードがキャッシュメモリに存在
するか否かをＦＢＡブロック先頭のＩＤ部を参照して検
索し、存在する場合にはキャッシュメモリ３３からレコ
ードを読み出して上位装置へ転送する。

【００５０】図１８は本発明の第２実施例の動作説明用
の構成図であり、図１７と同一部分には同一符号を付し
ている。ＣＰＵはプロセッサであり、レジスタＲＥＧＡ
〜ＲＥＧＤを備えている。レジスタＲＥＧＡにはキャッ
シュメモリ３３に転送するデータワード数Ｍ（１ＦＢＡ
ブロックのワード数）が記憶され、データバッファＢＤ
Ａからキャッシュメモリ３３に１ワード分のデータが転
送される毎に１づつ減算され、零になる再びＭがセット
される。レジスタＲＥＧＢには、キャッシュメモリ３３
に転送するデータが記憶されているデータバッファＢＤ
Ａのアドレスを示すポインタＰが記憶され、１ワード転
送する毎に次のアドレスを指すようにポインタが更新さ
れる。レジスタＲＥＧＣにはデータバッファＢＤＡに記
憶する１ＣＫＤブロック分のデータワード数Ｎが記憶さ
れ、１ワードのデータがデータバッファに記憶される毎
にその内容を減算する。レジスタＲＥＧＤにはＦＢＡデ
ィスク４０ａから読み取ったデータを格納すべきデータ
バッファＢＤＡのアドレスを示すポインタＱが記憶さ
れ、１ワード記憶する毎に次のアドレスを指すようにな
っている。

【００５１】図１９はデバイスアダプタのＦＢＡブロッ
ク転送処理の流れ図、図２０はチャネルアダプタのレコ
ード読み取り処理の流れ図である。デバイスアダプタ３
２ａは、ＦＢＡディスク装置４０ａよりデータを受信す
るに先立って、各レジスタＲＥＧＡ〜ＲＥＧＤにＭ，
Ｐ，Ｎ，Ｑを設定する（ステップ１０１）。以後、デバ
イスアダプタ３２ａはＦＢＡディスク装置４０ａから受
信したＦＢＡブロック１〜ｎのデータをデータバッファ
ＢＤＡに連続して記憶すると共に、１ワード記憶する毎
に、Ｑを歩進し、Ｎをカウントダウンする（ステップ１
０２）。以後、Ｎ＝０となるまでデータバッファＢＤＡ
への書き込みを行う。以上と並行して、データバッファ
ＢＤＡからキャッシュメモリ３３へ１ＦＢＡブロック分
のデータを１ワードづつ転送すると共にＭをカウントダ
ウン、Ｐを歩進する（ステップ１０３）。ついで、レジ
スタＲＥＧＡの計数値Ｍが０になったかチェックし（ス
テップ１０４）、０でなければ、エラーが発生したチェ
ックする（ステップ１０５）。

【００５２】エラーが発生することなく、Ｍ＝０になれ
ば、換言すれば、最初の１ＦＢＡブロック分のデータの
キャッシュメモリ３３への転送が完了すれば、デバイス
アダプタ３２ａは制御テーブルＣＴＭに、今転送した第
１ＦＢＡブロックの上位装置への転送許可を設定する
（ステップ１０６）。尚、制御テーブルＣＴＭには「転
送許可」としてキャッシュメモリ３３に記憶したＦＢＡ
ブロックの順番Ｂ（１ＣＫＤトラックの先頭からの番
号）を記憶する。

【００５３】ついで、１ＣＫＤトラック分のデータをキ
ャッシュメモリに転送したか調べ（ステップ１０７）、
転送してなければ、キャッシュメモリに転送したのは最
初のブロック（Ｂ＝１）かチェックする（ステップ１０
８）。最初のブロックでなければ、直ちにレジスタＲＥ
ＧＡの計数値Ｍとして１ＦＢＡブロックのワード数をセ
ットする（ステップ１０９）。一方、最初のブロックで
あれば、チャネルアダプタ３１ａにキャッシュメモリ３
３へのデータ転送開始を通知し（ステップ１１０）、レ
ジスタＲＥＧＡの計数値Ｍとして１ＦＢＡブロックのワ
ード数をセットし（ステップ１０９）、以後、ステップ
１０２に戻り以降の処理を繰り返す。すなわち、第２ブ
ロックをキャッシュメモリ３３に転送し、転送終了後、
制御テーブルＣＴＭに第２ブロックの転送許可（Ｂ＝
２）をセットし、第３ブロックのキャッシュメモリ３３
への転送を開始する。

【００５４】以上の制御をＦＢＡディスク装置４０ａか
ら受け取った全ブロックをキャッシュメモリ３３に転送
完了するまで行ない、全ブロックのキャッシュメモリへ
の転送終了により（ステップ１１１）、転送処理を終了
する。一方、ステップ１０５においてエラーの発生を検
出するとデータ転送を停止する（ステップ１１２）。上
記エラーはＦＢＡディスク４０ａからデバイスアダプタ
３２ａへの転送時に検出されるエラーであり、ＦＢＡ
ディスク装置４０ａがブロック転送に係るデータチェッ
クエラーを検出した場合、あるいは、デバイスアダプ
タ３２ａがそのブロックの取り込みでパリテイエラーを
検出した場合、それぞれエラー発生となる。尚、ＦＢＡ
ディスク装置から第３番目のＦＢＡブロックを受信して
いる際にエラーが検出されたものとする。

【００５５】デバイスアダプタ３２ａはレジスタＲＥＧ
Ａ，ＲＥＧＣ，ＲＥＧＤに初期値Ｍ，Ｎ，Ｑを再セット
してＦＢＡディスクスイッチ４０ａから再びデータをも
らいなおす（ステップ１０２）。この際、ＦＢＡディス
ク装置４０ａは第３ブロック（Ｂ＝３）からでなく第１
ブロック（Ｂ＝１）から、すなわち、デバイスアダプタ
３２ａが要求したデータの先頭からデータを転送してく
る。又、デバイスアダプタ３２ａは既にキャッシュメモ
リ３３に転送したブロックの再転送を抑止するために、
レジスタＲＥＧＢには第３番目のブロックのデータバッ
ファＢＤＡにおける開始アドレスX'0000BBBB'をセット
する。これにより、ＦＢＡディスク装置４０ａからデー
タバッファＢＤＡには第１ブロックよりデータ転送・格
納が行われるが、データバッファＢＤＡからキャッシュ
メモリ３３へは第３ブロック、すなわち、エラーが検出
された時のブロックからのデータ転送が行われる。

【００５６】一方、チャネルアダプタ３１ａはステップ
１１０において、デバイスアダプタ３２ａからキャッシ
ュメモリへのデータ転送開始通知を受信すると（ステッ
プ２０１）、制御テーブルＣＴＭを読み込み（ステップ
２０２）、転送可能なブロックが存在するか調べる（ス
テップ２０３）。例えば、チャネルアダプタ３１ａはブ
ロック番号ｂとして初期値０を有している。従って、自
己の保持しているブロック番号ｂと制御テーブルＣＴＳ
に記憶されているブロック番号Ｂを比較し、ｂ＜Ｂのと
き、転送可能なブロックが存在するものとする。転送可
能なブロックが存在しなければ、ステップ２０２に飛
び、以後、転送可能なブロックがキャッシュメモリ３３
に格納されるのを監視する。

【００５７】転送可能なブロックが存在すれば、チャネ
ルアダプタ３１ａはｂ＋１→ｂとすると共に、チャネル
よりコマンド（例えばリードコマンド）を受信する（ス
テップ２０４）。ついで、キャッシュメモリ３３に転送
されたブロック内に目的とするＣＫＤレコードが存在す
るか調べる（ステップ２０５）。存在しなければ、制御
テーブルＣＴＭを読み込み（ステップ２０６）、転送可
能なブロックが存在しているか調べ（ステップ２０
７）、存在してなければステップ２０６以降の処理を繰
り返し、転送可能なブロックがキャッシュメモリ３３に
格納されるのを監視する。そして、転送可能なブロック
がキャッシュメモリに書き込まれればステップ２０５に
飛び、目的とするレコードが存在するか調べる。存在し
なければステップ２０６以降の処理が繰り返され、存在
すれば、該レコードを上位装置に転送する（ステップ２
０８）。

【００５８】ついで、コマンドチェインが終了したか調
べ（ステップ２０９）、終了してなければ次のコマンド
をチャネルより受信して以降の処理を繰り返し、終了し
ていればデータ転送処理を終了する（ステップ２１
０）。図２１は本発明の第２の実施例によるデータ転送
のタイミング説明図である。ＦＢＡディスク装置４０
ａからデバイスアダプタ３２ａのデータバッファＢＤＡ
に、一括して１ＣＫＤトラック分のＦＢＡブロックが転
送される。また、データバッファＢＤＡからキャッシ
ュメモリ３３へは１ＦＢＡブロックづつ転送される。
以上と並行して、チャネルアダプタ３１ａはキャッシュ
メモリ３３より該当ＣＫＤレコードを読み取ってチャネ
ルに転送する。

【００５９】このように、キャッシュメモリへの書き込
みと読み出しを同時に行うため、レスポンス時間を短縮
できる。尚、図中、点線矢印が従来のキャッシュメモリ
３３への転送開始時刻であり、本発明の第２実施例より
相当レスポンスが遅れていることが理解される。又、１
ＦＢＡブロック毎に区切ってデータをキャッシュメモリ
３３に格納するようにしているから、エラーが発生して
も最初から全データをキャッシュメモリに転送・格納す
る必要がなく、換言すればエラーが生じたブロックのみ
から転送すればよいため、バスの有効利用が図れる。

【００６０】(c) 本発明の第３の実施例 キャッシュメモリ３３はその記憶内容が磁気ディスク装
置へ保存される前に消失しないように、電源切断時にバ
ッテリーバックアップされる。この場合、バッテリーが
消耗すると電源投入時にキャッシュメモリを用いた高速
書き込みモードを利用できなくなる。このため、無闇に
キャッシュメモリをバッテリーバックアップせず、真に
必要な時のみバッテリーバックアップすることにより、
バッテリーの消耗を防ぎ、電源投入時に直ちにキャッシ
ュメモリを用いた高速書き込みモードを利用できるよう
にする。

【００６１】図２２は本発明の第３の実施例構成図であ
り、３０はディスク制御装置で、０系、１系の二重化構
成になっている。ディスク制御装置３０において、３１
ａ，３１ａ′は上位装置とのインターフェースを司るチ
ャネルアダプタ（ＣＡ）、３２ａ，３２ａ′は磁気ディ
スク装置とのインターフェースを司るデバイスアダプタ
（ＤＡ）、３３は両系に共通に設けたキャッシュメモ
リ、３４ａ，３４ａ′はキャッシュメモリの管理及びヒ
ット／ミス判定等の処理を行うキャッシュファンクショ
ンエンジン（ＣＦＥ）、３６ａ，３６ａ′は各ユニット
のＩＭＬ（イニシャル・マイクロプログラム・ローデン
グ）処理や状態監視処理、障害時のリカバリ処理を行う
サービスアダプタであり、これらのユニットはデータバ
ス、通信バスにより相互に接続されている。キャッシュ
ファンクションエンジン３４ａ，３４ａ′はキャッシュ
メモリ上のデータが全てライトバックできた／できない
をサービスアダプタ３６ａ，３６ａ′に通知することが
可能であり、また、キャッシュメモリ上に有効なデータ
があるか否かをサービスアダプタに通知することが可能
である。

【００６２】３９ａ，３９ａ′はユニットパワーコント
ローラ（ＵＰＣ：電源制御部）、３９ｃはキャッシュメ
モリ３３をバッテリーバックアップするバッテリーユニ
ット（ＢＴＵ）である。尚、各系にはそれぞれ電源スイ
ッチが設けられ、自系ユニットと共通ユニット（キャッ
シュメモリ等）に電源を供給できるようになっている。
又、図示しないが、各系には全体の資源管理及び処理動
作に関する制御を行うリソースマネージャ（ＲＭ）や各
ユニットのマイクロプログラムを記憶する不揮発性のメ
モリを備えている。

【００６３】各系のサービスアダプタ３６ａ，３６ａ′
と電源制御部３９ａ，３９ａ′間は信号線Ｌ１，Ｌ２；
Ｌ１′，Ｌ２′により接続されオフ要求信号OFF REQと
オフ可信号OFF OKを授受できるようになっている。電源
制御部３９ａ，３９ａ′は電源切断を検知すると、サー
ビスアダプタ３６ａ，３６ａ′にオフ要求信号OFF REQ
を送出し、バッテリーバックアップをすべきか、否かを
問い合わせる。かかる問い合わせに対して、サービスア
ダプタ３６ａ，３６ａ′はキャッシュファンクションエ
ンジン３４ａ，３４ａ′から書き戻し完了通知を受信し
ている場合にはオフ可信号OFF OKを電源制御部３９ａ，
３９ａ′に送出してバッテリーバックアップの不要を通
知し、書き戻し完了通知を受信していない場合にはオフ
可信号OFF OKを送出せず、バッテリーバックアップの必
要を通知する。尚、キャッシュファンクションエンジン
３４ａ，３４ａ′内蔵のメモリにおいてフラグ＝”１”
に応じたキャッシュメモリ上のレコードが全てディスク
装置に書き戻された時（保存した時）、キャッシュファ
ンクションエンジン３４ａ，３４ａ′は書き戻し完了通
知をサービスアダプタ３６ａ，３６ａ′に通知する。

【００６４】又、電源制御装置３９ａ，３９ａ′とバッ
テリーユニット３９ｃ間も信号線Ｌ３，Ｌ４；Ｌ３′，
Ｌ４′により接続されている。電源制御部３９ａ，３９
ａ′はバッテリーユニット３９ｃに対して、自系の電
源オン・オフ状態を示す電源状態信号POWER STATEと、
サービスアダプタ３６ａ，３６ａ′からバッテリーバ
ックアップの不要通知があったかを示すオフ可信号OFF
OK STATEを入力する。バッテリーユニット３９ｃは、図
２３に示すように各系の電源状態信号POWERSTATE(オン・
オフ)とオフ可信号OFF OK STATE(オン・オフ)を記憶し、
各系における両信号のオン・オフに基づいてキャッシュ
メモリ３３のバッテリーバックアップの要否（図２３の
最右端の欄参照）を決定する。

【００６５】すなわち、バッテリーユニット３９ｃは、
一方の系（例えば０系）の電源切断中（POWER STATE＝
オフ)において、該系のオフ可信号OFF OK STATEのオン
・オフを記憶する。かかる状態で、他方の系（１系）の
電源が切断された時（オン→オフ）、該１系のオフ可信
号OFF OK STATEのオン・オフを判断する。１系のオフ可
信号OFF OK STATEがオン（バッテリーバックアップ不
要）の場合には、０系のオフ可信号OFF OK STATEのオン
・オフに基づいてキャッシュメモリのバッテリーバック
アップの必要性を判定する。すなわち、０系のオフ可信
号OFF OK STATEがオン（不要）の場合（の場合）には
バッテリーバックアップせず、オフ（要）の場合（の
場合）にはバッテリーバックアップする。又、１系のオ
フ可信号OFFOK STATEがオフ（要）の場合（，の場
合）には一方の系のオフ可信号OFF OKSTATEのオン・オ
フに関係なくキャッシュメモリ３３をバッテリーバック
アップする。尚、いずれか一方の系の電源状態がオンの
場合（，の場合）には、両系のオフ可信号OFF OK S
TATEに関係なくバッテリーバックアップはオフとなる。

【００６６】図２４はキャッシュメモリのバッテリーバ
ックアップ制御の一方の系（例えば０系）の流れ図であ
る。電源スイッチがオフすると（ステップ３０１）、電
源制御部３９ａはオフ要求信号OFF REQをオンしてサー
ビスアダプタ３６ａに送出する（ステップ３０２）。サ
ービスアダプタ３６ａは該信号を受け取ると、キャッシ
ュファンクションエンジン３４ａに通知する（ステップ
３０３）。これにより、キャッシュファンクションエン
ジン３４ａはチャネルアダプタ３１ａに新たなホストと
の転送ストップを指示し（ステップ３０４ａ）、又、デ
バイスアダプタ３２ａにレコード単位（ＣＫＤディスク
の場合）あるいはブロック単位（ＦＢＡディスクの場
合）でキャッシュメモリ３３上のデータのライトバック
を指示する（ステップ３０４ｂ）。

【００６７】転送ストップの指示により、チャネルアダ
プタ３１ａはホストと切り離れ、新たな要求を受け付け
ない。又、デバイスアダプタ３２ａは指示されたレコー
ドあるいはブロックの、キャッシュメモリ上のデータを
磁気ディスク装置にライトバック（保存）する。尚、転
送すべきレコードはフラグＦＬＡＧ＝”１”のレコー
ド、あるいは該レコードを含むブロックである（ステッ
プ３０５）。デバイスアダプタ３２ａは指示されたレコ
ードあるいはブロックのライトバックが終了すればキャ
ッシュファンクションエンジン３４ａに通知する。これ
により、キャッシュファンクションエンジン３４ａは全
てのブロックのライトバックが完了したか調べ（ステッ
プ３０６）、終了してなければステップ３０４ｂに戻
り、デバイスアダプタ３２ａに次のレコードあるいはブ
ロックのライトバックを指示して以降の処理を繰り返
す。

【００６８】全てのライトバックが完了すれば、キャッ
シュファンクションエンジン３４ａはその旨（ライトバ
ック完了指示）をサービスアダプタ３６ａに通知する
（ステップ３０７）。サービスアダプタ３６ａはキャッ
シュファンクションエンジン３４ａよりライトバック完
了指示を受信すれば、電源制御部３９ａにオフ可信号OF
F OK(バックアップ不要)を送る(ステップ３０８）。電
源制御部３９ａはオフ可信号OFF OKを受信すれば、電源
切断を行うと共に（ステップ３０９ａ）、サービスアダ
プタ３６ａからOFF OK指示(バックアップ不要指示）が
あったことをオフ可信号OFF OK STATE(オン)によりバッ
テリーユニット３９ｃに通知する（３０９ｂ）。又、電
源状態信号POWER STATEがオフとなり、バッテリーユニ
ット３９ｃは０系の電源がオフとなったことを認識す
る。バッテリーユニット３９ｃは、以上の電源状態信号
POWER STATEのオン・オフ状態及びオフ可信号OFF OK ST
ATEのオン・オフ状態を記憶し、もう一方の系（１系）
からの指示を待ち、図２３に示す論理でキャッシュメモ
リ３３のバッテリーバックアップの要否を決定する（ス
テップ３１０）。尚、バッテリーユニット３９ｃは片系
の電源がオンの場合にはバッテリーバックアップはしな
い。

【００６９】又、電源オフ時の異常として、データのラ
イトバックが完了せず、データがキャッシュメモリ上に
残る場合がある。かかる場合には、電源制御部３９ａか
らのオフ要求信号OFF REQに対して、サービスアダプタ
３６ａはオフ可信号OFF OKを送出しない。電源制御部３
９ａは内部タイマにより設定時間以上オフ可信号OFFOK
を受信しなければ、自動的に電源オフとなり、バッテリ
ーユニット３９ｃにサービスアダプタからOFF OK指示
(バックアップ不要指示）がないままに電源オフになっ
たことを通知する（３０９ｂ）。換言すれば、オフ可信
号OFF OK STATE(オフ)、電源状態信号POWER STATE(オ
フ)がバッテリーユニット３９ｃに通知される。更に、
異常時の電源オフとして、停電がある。この停電時に
は、電源制御部３９ａはサービスアダプタ３６ａに対し
てオフ要求信号OFF REQを発行せずに電源断となる。バ
ッテリーユニット３９ｃでは、サービスアダプタからの
オフ可信号OFF OKがなかったという状態が記憶され、結
果的には電源オフ時の異常時と同様の状態になる。

【００７０】図２５はバッテリーユニット３９ｃの回路
構成図であり、図２３の，，の状態においてバッ
クアップオン・オフ信号ＢＢＵがオンするようになって
いる。39c-1，39c-2は０系、１系に設けられたラッチ回
路であり、電源状態信号POWER STATEがオンからオフに
変化する際のオフ可信号OFF OK STATEをラッチし、電源
状態信号POWER STATEがオフからオンになったときにク
リアされるようになっている。又、39c-3はナンドゲー
ト、39c-4はノアゲートと、39c-5はアンドゲートであ
る。パワーオン・オフ状態とラッチ状態によりバックア
ップオン・オフ信号ＢＢＵを出力するようになってい
る。一方の系の電源状態がオンの場合にはナンドゲート
39c-3の出力が”０”になり、無条件にバッテリーオフ
となる（ＢＢＵ＝”０”）。又、両方の電源状態がオフ
であり、少なくと一方のオフ可信号OFFOK”０”（バッ
クアップ要）の場合にバッテリーオンとなる（ＢＢ＝”
１”）

【００７１】以上では各系に共通にバッテリーユニット
３９ｃを設けた場合であるが、バッテリーユニットを二
重化して０系、１系にそれぞれ設けて信頼性を向上する
ようにもできる。バッテリーユニットの二重化構成にお
いては、障害等により新たな、あるいは修理後のバッテ
リーユニットを装置に組み込む場合が生じる。このよう
にバッテリーユニットを装置に組込んだ時（INSTALL信
号オン時)、運用中のバッテリーユニットに記憶されて
いる０系、１系のOFF OK STATEを新たに組み込んだバッ
テリーユニットにコピーする必要がある。

【００７２】図２６はバッテリーユニットの二重化構造
のブロック図であり、３９ｃ′，３９ｃ″は０系、１系
のバッテリーユニットで、それぞれINSTALL信号のオン
により他方に記憶されている０系、１系のオフ可信号OF
F OKをコピーできるようになっている。又、キャッシュ
メモリの電源端子にはバッテリーユニット３９ｃ′，３
９ｃ″のバッテリー供給端子が接続され、一方がダウン
しても他方よりバッテリーを供給できるようになってい
る。図２7は二重化した場合におけるバッテリーユニッ
ト３９ｃ′、３９ｃ″の回路構成図であり、図２５の構
成を基本とし、innstall信号のオンにより他方のバッテ
リーユニットに保持されている０系、１系のオフ可信号
OFF OK STATEをコピーできるように構成されている。な
お、39c-6,39c-7はオアゲート、39c-8,39c-9は１入力端
子がインヒビット端子となっているオアゲートである。

【００７３】又、以上では０系、１系の二重化構成のデ
ィスク制御装置におけるキャッシュメモリのバッテリー
バックアップ制御について説明したが、一重化のディス
ク制御装置にも適用できる。かかる場合にはバッテリー
ユニットは、電源断時、キャッシュメモリに記憶されて
いるデータがディスクに保存されたか否かを判断し、保
存されていない場合にはキャッシュメモリをバッテリー
バックアップし、保存されている場合にはバッテリーバ
ックアップしないようにする。以上のように、キャッシ
ュメモリ上にバックアップすべきデータが存在する場合
にのみキャッシュメモリをバッテリーバックアップする
ため、バッテリーの消耗が少なく、次に電源を投入した
場合にもキャッシュメモリを使用した高速書き込み機能
を動作することができ、システムの高機能化、動作効率
の向上を図ることができる。又、バッテリーを二重化し
て持つことにより、信頼性の高いシステムを構築するこ
とができる。

【００７４】(d) 本発明の第４の実施例 ディスク制御装置の高機能化及びＲＡＳ性能の向上のた
めに、制御装置の二重化が図られている。かかる二重化
構成によれば、一方の系のチャネルアダプタやデバイス
アダプタががダウンしても他方の系を代用することによ
り運用が可能となっている。しかし、ジョブの制御、デ
ィスク制御装置内の資源の管理制御、制御装置配下のデ
バイスの情報を制御するリソースマネージャＲＭにおい
ては、本来の意味における二重化がとられていない。す
なわち、両系のリソースマネージャの制御テーブル記憶
部が保持する各種テーブルや制御情報が異なっており、
一方のリソースマネージャがダウンした場合に他方の系
のリソースマネージャで代行することができない。

【００７５】本発明の第４の実施例は、０系、１系の一
方のリソースマネージャＲＭがダウンしたとき他方のリ
ソースマネージャＲＭが代行可能となるようするもので
ある。このためには、両系のリソースマネージャＲＭが
制御テーブル記憶部に保持する各種制御情報（ホスト側
からの仕事の内容・順番・制御情報、制御装置内の資源
情報、各々のデバイスにおける状態等）の同一化を図る
必要がある。両系が正常に動作している場合は、同一化
を図るための更新を常に行うことで同一化が図れる。し
かしながら、装置の立ち上げ時、片系の電源ダウン時、
片系の立ち上げ時、制御情報の初期化中、更には相手側
との更新不通時における自系の制御情報の更新方法、初
期化方法が問題になる。本発明はこの問題を解決するこ
とにより、いかなる状態においても常に両系が共通の制
御情報を論理的に保持できるようにしている。

【００７６】図２８は本発明の第４の実施例に係るディ
スク制御装置の構成図であり、１０はホスト、３０はデ
ィスク制御装置、４０ａ〜４０ｎは磁気ディスク装置
（便宜上１つだけ示している）である。ディスク制御装
置３０は二重化されており、詳細には図２に示す構成を
有しているが、便宜上チャネルアダプタ（ＣＡ）３１ａ
〜３１ｃ，３１ａ′〜３１ｃ′、デバイスアダプタ（Ｄ
Ａ）３２ａ〜３２ｃ，３２ａ′〜３２ｃ′、リソースマ
ネージャ（ＲＭ）３５ａ，３５ａ′、サービスアダプタ
３６ａ，３６ａ′のみ示している。リソースマネージャ
３５ａ，３５ａ′には各種制御情報、テーブル類を記憶
する制御テーブル記憶部（ＴＳ）６１，６１′が設けら
れ、各制御テーブル上の固有のアドレス領域がメッセー
ジ領域ＭＳＡとして割り当てられており、一方のリソー
スマネージャは他方のメッセージ領域に書き込まれた情
報を読み取ることにより、マネージャ間通信(制御間通
信)ができるようになっている。

【００７７】両系のリソースマネージャ３５ａ，３５
ａ′間は、複数の信号線、コピーバスにより接続されて
いる。ＩＬは他系への割込み線であり、制御テーブル記
憶部６１，６１′のメッセージ領域ＭＳＡにあるメッセ
ージを書き込んだことを他系に通知するものである。こ
の割込み線の信号変化（オン・オフ）で他系のリソース
マネージャＲＭは相手のメッセージ領域ＭＳＡに書き込
まれている内容を読み取る。ＰＬは自系の通電状態（電
源オン・オフ）を他系に通知する通電状態通知信号線、
ＲＬは自系が動作可能状態（レディ）であるか動作不能
状態（ノットレディ）であるかを他系に通知する動作状
態通知信号線である。ＣＰＢは制御テーブルのコピーバ
スであり、該コピーバスを介して他系の制御テーブルよ
り情報を読み取って、自系の制御テーブルにコピーす
る。コピーバスにはアドレス線、データ線が含まれる。

【００７８】図２９はリソースマネージャ３５ａの構成
図であり、リソースマネージャ３５ａ′も同一構成を有
している。６１は制御テーブル記憶部、６２はマイクロ
プロセッサ（ＭＰＵ）、６３はＲＡＭ構成の制御記憶部
（ＣＳ）、６４はＲＯＭ構成の制御記憶部（ＣＳ）、６
５はディスク制御装置の内部バスに接続されたドライバ
／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）、６６はバスインターフェー
スロジック（ＢＩＬ）、６７は外部インターフェースと
接続されたドライバ／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）、６８は
ドライバ／レシーバ６７とバスＢＵＳ間に設けられ、バ
スのインターフェース制御を行うバスインターフェース
ロジック、６９は制御テーブル、コピーバスＣＰＢの制
御を行うテーブル記憶ポート（ＴＳＰ）である。

【００７９】マイクロプロセッサ６２は他系に送るべき
データをテーブル記憶ポート６９を介してメッセージ領
域ＭＳＡに書き込み、しかる後、割込み線ＩＬをハイレ
ベルにする。これにより、他系のリソースマネージャは
コピーバスＣＰＢを介してメッセージ領域ＭＳＡにアク
セスして該メッセージ領域に書き込まれてあるデータを
読み取る。かかるリソースマネージャ間の通信を制御間
通信あるいはマネージャ間通信という。この制御間通信
により制御テーブルのコピーを行うことができる。すな
わち、一方の系のリソースマネージャが制御テーブル内
容を更新した場合には、更新内容をメッセージ領域ＭＳ
Ａにセットした後、更新した旨を割込み線（メッセージ
信号線）ＩＬを介して他系のリソースマネージャに通知
する。これにより、他系のリソースマネージャはコピー
バスＣＰＢを介して更新データを相手メッセージ領域よ
り読み取り、該データで自分の制御テーブル記憶部の内
容を更新する。

【００８０】リソースマネージャ３５，３５′の制御テ
ーブル記憶部６１，６１′には、図３０に示すように、
各種制御テーブル、例えば排他管理テーブルＥＡＴ、パ
スグループテーブルＰＧＴ、物理構成テーブルＰＣＴ等
や各種制御情報が記憶されている。排他管理制御テーブ
ルＥＣＴは各チャネルアダプタに対応させて磁気ディス
ク装置（デバイス１，２，３，・・・）の使用中、未使
用を記憶するものであり、リソースマネージャは所定の
デバイスの使用要求がチャネルアダプタから出された
時、他のいずれのチャネルアダプタも該磁気ディスク装
置を使用していない場合にその使用を許可し、使用中の
場合は使用を許可しない排他制御を実行する。

【００８１】パスグループテーブルＰＧＴは、どのパス
（チャネルアダプタ）がどのホスト装置に接続されてい
るかを記憶するものであり、ホスト毎にパスグループを
構成する。レコードの位置付けを完了した時（例えばサ
ーチＩＤ動作終了時）、あるいはホスト装置への各種動
作終了報告時、リソースマネージャはどのチャネルアダ
プタが該ホスト装置に接続されているかを調べ（同一グ
ループのチャネルアダプタを探す）、空いているチャネ
ルアダプタあるいはビジー率の最も低いチャネルアダプ
タにホスト装置への報告を割込みにより行なわせる。こ
れにより、複数のチャネルアダプタを有効に利用できる
（動的経路再結合機能）。物理構成テーブルＰＣＴは、
Ｉ／Ｏサブシステムの物理構成を示すものであり、シス
テムを構成するチャネルアダプタ、各チャネルアダプタ
からアクセス可能なデバイスアダプタ、各チャネルアダ
プタからアクセス可能な磁気ディスク装置等が記憶され
る。排他制御テーブルＥＣＴやパスグループテーブルＰ
ＧＴその他の制御情報は運用中に逐次変化する。

【００８２】図３１はリソースマネージャによる制御テ
ーブルの処理方法を示す図表であり、自系と他系の動作
状態及び相手からの信号線の状態に応じてリソースマネ
ージャが制御テーブルに関して何をしなければならない
かを示すものである。尚、リソースマネージャは自力で
オンライン状態になる場合には、パワーオンにより、Ｉ
ＭＬを行い、ＩＭＬ完了によりレディ状態になり、しか
る後、制御テーブルの初期化を行い、初期化完了により
オンライン状態になる。図３１において、相手の動作状
態としては、パワーオフ状態、ＩＭＬ中、相手待
ち(例えば相手のテーブル初期化動作終了待ち）、テ
ーブル初期化中、オンライン動作中の５つの状態があ
り、それぞれの状態時における通電状態通知信号線ＰＬ
及び動作状態通知信号線ＲＬにより自系に通知されるパ
ワーオン・オフ、レディ／ノットレディは図示の通りで
ある。又、自系（ＲＭ０）の動作状態としては、ＩＭ
Ｌ完了、相手初期化待ち、テーブル初期化中、オ
ンライン中の４つの状態がある。

【００８３】以上の、他系（ＲＭ１）及び自系（ＲＭ
０）の動作状態の組み合わせにに基づいて、自系のリソ
ースマネージャが何をしなければならないかが図３１に
示される。考え方の基本は、以下の通りである。 (1) 自系がオンラインでなく、他系より進んだ状態にあ
る場合には、自系の制御テーブルの初期化を行って、相
手を待ち状態にさせる（初期化完了後に相手は自系の制
御テーブルをコピーする）、 (2) 自系がオンラインでなく、他系と同じ状態にある場
合には自系、他系ともに待ち状態になるが、予め設定さ
れているリソースマネージャ（ＲＭ０）が初期化を行
い、他のリソースマネージャ（ＲＭ１）は待ち状態にな
る、 (3) 他系より遅れた状態にあり、他系がオンライン中で
ない場合には、待ち状態になり、他系の初期化完了を待
って、該他系の制御テーブルをコピーする、 (4) 自系がオンラインでなく、他系がオンライン中の場
合には、他系の制御テーブルをコピーする、 (5) 自系がオンライン中の場合には相手からのコピー要
求によりコピー処理を実行する。

【００８４】図３２〜図３４は制御テーブルの初期化及
びコピー処理の流れ図である。自系の電源がオンすると
（ステップ４０１）、ＩＭＬを開始し（ステップ４０
２）、ＩＭＬ完了によりレディ状態になる（ステップ４
０３）。ついで、状態通知信号線ＲＬを参照して相手動
作状態がレディか調べる（ステップ４０４）。レディ状
態であれば、制御間通信により相手状態を要求する（ス
テップ４０５）。所定時間経過する前に、相手より状態
を確認すれば（ステップ４０６、４０７）、相手状態に
応じた処理を行う。一方、所定時間経過しても相手より
状態を受信できない場合には、第三者であるサービスア
ダプタに対して相手状態を問い合わせる（ステップ４０
８）。サービスアダプタは全体ユニットの状態情報によ
り他系のリソースマネージャがノットレディ状態であれ
ば、その旨をリソースマネージャに通知し、これにより
リソースマネージャは自系テーブルの初期化を行う（ス
テップ４０９ａ，４０９ｂ）。しかし、ステップ４０９
ａにおいてレディ状態ならば信号線不良とみなし、操作
パネル等にアラームを出力して待機する（縮退：ステッ
プ４０９ｃ）。

【００８５】ステップ４０７において、設定時間経過前
に相手状態を受信すれば、相手状態が「相手待ち」、
「初期化中」、「オンライン中」であるか識別する（ス
テップ４１０）。オンライン中であれば、直ちに制御間
通信により相手にコピー要求を出し、相手制御テーブル
記憶部の内容をそっくりコピーして処理を終了する（ス
テップ４１１）。一方、相手状態が「初期化中」の場合
には、相手待ち状態になり（ステップ４１２）、相手の
テーブル初期化完了を待ち（ステップ４１３）、初期化
完了により相手の制御テーブル記憶部の内容をコピーす
る（ステップ４１４）。又、相手状態が「相手待ち」の
場合には、自分はＲＭ０か判断し（ステップ４１５）、
ＲＭ０でなければ相手待ちになりステップ４１２以降の
処理を実行する。自分が予めＲＭ０として設定されてい
る場合には、テーブルの初期化を開始し、初期化完了に
よりオンライン状態になる（ステップ４１６，４１
７）。

【００８６】ステップ４０４において、動作状態通知信
号線ＲＬにより相手がノットレディ状態にある場合に
は、信号線の不良を考慮して以下の処理を行う。すなわ
ち、制御間通信により相手状態を確認する（ステップ４
１８）。設定時間が経過する前に、相手より状態を受信
すれば（ステップ４１９、４２０）、相手はレディ状態
より進んだ状態にあり、状態通知信号線ＲＬがノットレ
ディとなることはないから、動作状態通知信号線ＲＬに
不良があるものとみなし（ステップ４２１）、操作パネ
ル等にアラームを出力して待機する（縮退：ステップ４
２２）。一方、設定時間が経過しても相手より状態を受
信しない場合には、第三者であるサービスアダプタに対
して相手状態を問い合わせる。サービスアダプタは全体
のユニットの状態を把握しているから、他系の状態をリ
ソースマネージャに通知する（ステップ４２３）。リソ
ースマネージャは相手状態のレディ／ノットレディ状態
を確認し（ステップ４２４）、レディ状態であれば、信
号線（通電／レディ信号）不良とみなしてステップ４２
１以降の処理を行う。しかし、ノットレディ状態であれ
ば、信号線（通電／レディ信号）は良好であり、まさし
く他系はノットレディ状態にあるものとして制御テーブ
ルを初期化する（ステップ４２５）。

【００８７】図３５は一方の系が制御テーブルを更新し
た後のコピー処理の流れ図である。制御テーブル記憶部
６１の内容を更新すれば（ステップ５０１）、マイクロ
プロセッサ６２はメッセージ領域ＭＳＡに更新メッセー
ジをセットすると共に、割込み線ＩＬをハイレベルにす
る（ステップ５０２）。割込み線ＩＬがハイレベルにな
ると、他系のリソースマネージャは相手のメッセージ領
域ＭＳＡにセットされている更新メッセージをコピーバ
スＣＰＢを介して読み取り（ステップ５０３）、相手の
制御テーブルが更新されたことを認識し、読み取った情
報に基づいて自分の制御テーブルが保持している内容を
更新する（ステップ５０４）。

【００８８】図３６は他系（ＲＭ０）が電源オフの場合
において自系（ＲＭ１）が電源オンとなった場合の立ち
上げ手順説明図である。自系が電源オンとなれば直ちに
ＩＭＬを実行する。ＩＭＬ完了後、信号線により相手状
態を判別する。この場合、通電状態通知信号線ＰＬによ
り他系が電源オフであることを判別できる。ついで、制
御間通信により他系の状態を確認する。他系がまさしく
電源オフであれば設定時間を経過しても自分の状態を通
知できないため、タイムアウトになる。タイムアウトに
なれば、他系がまさしく電源オフであると認識し、制御
テーブルを初期化し、オンライン状態になる。尚、タイ
ムアウトになった時、サービスアダプタに相手状態を確
認するようにもでき、図３４の流れ図ではそのようにな
っている。

【００８９】図３７は、他系がオンライン中にも係らず
信号線の不良により電源オフ状態に見える場合の手順の
説明図である。自系が電源オンとなれば直ちにＩＭＬを
実行する。ＩＭＬ完了後、信号線により相手状態を判別
する。この場合、通電状態通知信号線ＰＬの不良により
他系が電源オフ状態に見える。ついで、制御間通信によ
り他系の状態がオンライン中であることが判明する。こ
の結果、信号線に障害があり、以降の処理にさしつかえ
るものとして、操作パネルにアラームを出し、自系の立
ち上げを停止する。尚、システムは片系のみによる運用
となる。

【００９０】図３８は０系（ＲＭ０）、１系（ＲＭ１）
が同時に立ち上がった場合の制御手順説明図である。両
系の電源がオンし、ＩＭＬを完了すると、両系は「相手
待ち」になる。０系のリソースマネージャ（ＲＭ０）は
制御間通信により１系の状態を問い合わせ、１系が「相
手待ち」であることを認識する。このように両系が「相
手待ち」になると、０系（ＲＭ０）が自分の制御テーブ
ルを初期化するものと予め設定してある。この結果、０
系は１系に自分が初期化中であることを通知すると共
に、制御テーブルの初期化を行う。初期化が完了すれ
ば、その旨を制御間通信により１系に通知し、オンライ
ン中になる。

【００９１】１系は相手の初期化完了により、制御間通
信により０系の制御テーブルのコピー要求を出す。０系
はコピー要求により、一時的にビジー状態になると共
に、制御テーブル記憶部の全アドレスの内容を読み出
し、コピーバスを介して１系の制御テーブル記憶部に書
き込み、コピーを完了する。以後、両系は共にオンライ
ン状態になる。以上のようにすれば、独立な２系がいか
なる状態に陥っても、常にその共有する制御情報の内容
を保証でき、信頼性の高い磁気ディスク制御装置の二重
化を実現することができる。以上、本発明を実施例によ
り説明したが、本発明は請求の範囲に記載した本発明の
主旨に従い種々の変形が可能であり、本発明はこれらを
排除するものではない。

【００９２】

【発明の効果】以上本発明によれば、バッテリーユニッ
トはキャッシュメモリ上にバックアップすべきデータが
存在する場合のみキャッシュメモリをバックアップし、
これによりバッテリーの消耗を防止でき、従って電源投
入時に直ちに高速書き込みモードを利用できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図である。

【図２】キャッシュメモリを備えたディスク制御装置を
含むシステムの構成図である。

【図３】ＣＡ，ＤＡ，ＲＭの構成図である。

【図４】ＣＫＤフォーマットの説明図である。

【図５】データ読取説明図（リードヒットしない場合）
である。

【図６】データ読取説明図（リードヒットの場合）であ
る。

【図７】データ書き込みの説明図（ライトスルーの場
合）である。

【図８】データ書き込みの説明図（ライトヒット、ライ
トバックの場合）である。

【図９】従来のバッテリーバックアップの説明図であ
る。

【図１０】ＦＢＡフォーマット説明図である。

【図１１】ＣＫＤ・ＦＢＡフォーマット変換説明図であ
る。

【図１２】本発明のシステム構成図である。

【図１３】フォーマット変換のためのキャッシュメモリ
上の展開説明図である。

【図１４】ＦＢＡフォーマットの説明図である。

【図１５】データ読取手順の説明図である。

【図１６】データ書き替え手順の説明図である。

【図１７】本発明の第２の実施例の要部構成図である。

【図１８】第２実施例の動作説明用の構成図である。

【図１９】デバイスアダプタのＦＢＡブロック転送処理
の流れ図である。

【図２０】チャネルアダプタのレコード読取処理の流れ
図である。

【図２１】データ転送タイミングの説明図である。

【図２２】本発明の第３の実施例構成図である。

【図２３】バッテリーユニットのバッテリーオン・オフ
説明図表である。

【図２４】バッテリーバックアップ制御の流れ図であ
る。

【図２５】バッテリーユニットの回路構成図である。

【図２６】バッテリーユニットを二重化した場合のブロ
ック図である。

【図２７】二重化した場合のバッテリーユニットの回路
図である。

【図２８】本発明の第４の実施例構成図である。

【図２９】リソースマネージャの構成図である。

【図３０】制御テーブル記憶部の内容説明図である。

【図３１】制御テーブルの処理方法説明図である。

【図３２】制御テーブルの初期化及びコピー処理の流れ
図（その１）である。

【図３３】制御テーブルの初期化及びコピー処理の流れ
図（その２）である。

【図３４】制御テーブルの初期化及びコピー処理の流れ
図（その３）である。

【図３５】制御テーブルの同一化処理の流れ図である。

【図３６】他系が電源オフの場合における立ち上げ手順
説明図である。

【図３７】信号線不良が存在する場合の手順説明図であ
る。

【図３８】同時に立ち上がった場合の制御手順説明図で
ある。

【符号の説明】

１１・・上位装置 ３０・・ディスク制御装置 ３１ａ・・チャネルアダプタ ３２ａ・・デバイスアダプタ ３３・・キャッシュメモリ ３５ａ・・リソースマネージャ ３９ｃ・・バッテリーユニット ４０ａ・・磁気ディスク装置（ＦＢＡディスク）

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁷ 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｇ０６Ｆ 12/08 ５５７ Ｇ０６Ｆ 1/00 ３３５Ｃ (72)発明者 鎌倉 早苗 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番 １号 富士通株式会社内 (72)発明者 桐ヶ谷 信和 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番 １号 富士通株式会社内 (72)発明者 大村 英明 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番 １号 富士通株式会社内

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 上位装置とディスク装置の間に設けら
   れ、上位装置とのインターフェースを司るチャネルアダ
   プタと、ディスク装置とのインターフェースを司るデバ
   イスアダプタと、全体の資源管理に関する制御を行うリ
   ソースマネージャと、キャッシュメモリと、キャッシュ
   メモリにバッテリー電圧を供給するバッテリーユニット
   を備え、上位装置から指令されたデータをキャッシュメ
   モリを介してディスクに書き込み、あるいはディスクよ
   り読み取ったデータをキャッシュメモリを介して上位装
   置に転送するディスク制御装置の制御方法において、 バッテリーユニットは、 電源断時、キャッシュメモリに記憶されているデータが
   ディスクに保存されたか否かを判断し、 保存されていない場合にはキャッシュメモリをバッテリ
   ーバックアップし、保存されている場合にはバッテリー
   バックアップしないようにしたディスク制御装置におけ
   る制御方法。
2. 【請求項２】 上位装置とのインターフェースを司るチ
   ャネルアダプタと、ディスク装置とのインターフェース
   を司るデバイスアダプタと、全体の資源管理に関する制
   御を行うリソースマネージャとをそれぞれ有する第１、
   第２の系と、第１、第２の系に共通に設けられたキャッ
   シュメモリと、キャッシュメモリにバッテリー電圧を供
   給するバッテリーユニットを備え、上位装置から指令さ
   れたデータをキャッシュメモリを介してディスクに書き
   込み、あるいはディスクより読み取ったデータをキャッ
   シュメモリを介して読み取って上位装置に転送するディ
   スク制御装置における制御方法において、 バッテリーユニットは、 一方の系の電源断時、該一方の系に関係するキャッシュ
   メモリの記憶データがディスクに保存されたか否かを記
   憶し、 他方の系の電源断時、該他方の系に関係するキャッシュ
   メモリの記憶データがディスクに保存されたか否かを判
   断し、 保存されている場合には、前記一方の系の保存の有無に
   基づいてキャッシュメモリのバッテリーバックアップの
   必要性を判定し、 保存されていない場合には前記一方の系の保存の有無に
   関係なくキャッシュメモリをバッテリーバックアップす
   るディスク制御装置の制御方法。
3. 【請求項３】 バッテリーユニットを第１、第２の系に
   設け、一方のバッテリーユニットを交換した時、他方の
   バッテリーユニットに記憶されている保存の有無情報を
   該一方のバッテリーユニットに入力して記憶させる請求
   項２記載のディスク制御装置の制御方法。