JPH05314008A - 情報処理装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【構成】 各ブロックＣ０１−１〜Ｃ０１−ｎに対設さ
れるディレクトリＣ０２−１〜Ｃ０２−ｎにオフセット
情報記録部とデータ長記録部とを設ける。は対応
ブロックの先頭アドレスに相当するディスクアドレスか
ら、対応ブロックの有効データが書込まれる当該ディス
ク上のアドレスまでの距離を示す。は対応ブロックの
有効データの長さを示す。コントローラＣは、キャッシ
ュライト要求があると、キャッシュＣ０１へのライトと
同時に対応ディレクトリの更新を行う。キャッシュＣ０
１の貯蔵データをディスクＤ1 〜Ｄm へ吐出す際、対応
ディレクトリを参照し、ディスクアドレスからオフセッ
トセクタ数分だけずれたアドレスにてライトし始め、デ
ータ長セクタ数分だけその動作を継続し、アクセスを終
了する。 【効果】 ブロックサイズ未満のキャッシュライト要求
でもディスクへのアクセスを伴わずに処理を遂行でき
る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、キャッシュメモリを具
備する情報処理装置に係り、特にセット連想キャッシュ
(Set-associative cashe）を具備するハードディスクコ
ントローラ、フロッピディスクコントローラ、ＭＴ(mag
netic tape）コントローラなどに適用して好適な情報処
理装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】ディスクコントローラは一般に、外部と
のデータのやりとりを高速に行うためにキャッシュメモ
リを持つ。例えば、ホストからディスクへのデータ書込
み要求があったときには、ホストからのデータをとりあ
えず受付けてしまってキャッシュメモリに貯蔵してお
き、ホストからのアクセスが切れたとき、そのキャッシ
ュメモリに貯蔵したデータをディスクへ吐出すようにす
る。なお、キャッシュメモリに空きがなくなるほどにホ
ストからのアクセスが連続する場合もあり、この場合
は、キャッシュメモリに空き領域を作るためにホストか
らのデータの受付けを中断するが、それにしても、ホス
トを極力待たせないようにすることができるものであ
る。また、使用頻度の高いデータはディスクへ吐出さず
にキャッシュメモリ内へ貯蔵しておき、ホストによる高
速読出しを可能にするものである。

【０００３】上記セット連想キャッシュとはキャッシュ
メモリのマッピング方式上での一つの類型である。キャ
ッシュメモリのデータ貯蔵領域は一般に複数のブロック
に区分されており、このセット連想キャッシュではディ
スクの情報記憶領域における各場所に対してそのブロッ
ク単位で任意の場所を使用可能なものになっている。し
たがって、各キャッシュブロックとディスクの各場所と
の対応はその時々で違うこととなる。よって、ディスク
コントローラが、あるキャッシュブロック内のデータを
ディスクへ移す場合、そのデータをディスクの記憶領域
におけるいずれの場所に格納すべきであるかを知ること
ができるようにしておく必要がある。

【０００４】セット連想キャッシュでは、そのようなキ
ャッシュメモリとディスクとの対応関係を示す情報とし
てキャッシュディレクトリがある。

【０００５】図５はその従来のキャッシュディレクトリ
の構造を示すものである。

【０００６】キャッシュディレクトリはキャッシュメモ
リの各ブロック毎に設けられ、その一つ一つの構造が図
５に示すようなものとなっているのである。

【０００７】この図において、キャッシュディレクトリ
は有効フラグ記録部とＵＮ（UnitNumber)記録部と
ディスクアドレス記録部とＬＲＵ値記録部とから構
成されている。有効フラグ記録部は、対応するキャッ
シュブロックに貯蔵されている情報が有効データ及び無
効データのうちいずれであるかを示すものである。有効
データとはディスクへ未格納のデータ、無効データとは
ディスクへ格納済みのデータである。ＵＮ記録部は、
当該対応キャッシュブロックに貯蔵されているデータが
どのディスクに対するものかを示すものである。つま
り、一つのディスクコントローラに複数台のディスクが
繋がれた場合に、ディスク毎に設定されているユニット
番号が記録されている。ディスクアドレス記録部は対
応キャッシュブロックの先頭アドレスに対応する当該デ
ィスク上のアドレスを示すものである。ＬＲＵ値記録部
は対応キャッシュブロックのデータのキャッシュ常駐
優先度を示すもので、キャッシュサーチが行われ、その
キャッシュブロックがヒットしない度に１カウントアッ
プされ、その値が大きいほど使用頻度が低く、後に追出
し対象とされ、キャッシュメモリに空きがなくなった場
合、ディスクに最初に吐出されるものとなる。

【０００８】ディスクコントローラは、キャッシュブロ
ック内のデータをディスクに吐出す場合、ＬＲＵ値やそ
の他の条件から吐出し対象を決定し、その対象となった
キャッシュブロックのＵＮ及びディスクアドレスを参照
し、当該キャッシュブロック内の有効データをディスク
に書込む。その完了後は、当該キャッシュブロック内の
データは無効データとなるため有効フラグ記録部を無
効表示に更新する。

【０００９】また、ホストからのデータ書込み要求はキ
ャッシュライト要求という形で送られてくる。ディスク
コントローラは、このキャッシュライト要求を受ける
と、有効フラグ記録部、ＵＮ記録部、ディスクアド
レス記録部の参照によりキャッシュディレクトリをサ
ーチし、ヒットしたか或いは空きのブロックを発見する
と、そのキャッシュブロックに受信データを格納すると
同時に、対応するキャッシュディレクトリを更新するこ
ととなる。

【００１０】ところで、このようなディスクコントロー
ラシステムにおいて、キャッシュメモリを構成する各キ
ャッシュブロックのサイズをディスクにおける複数セク
タ分に大きく設定することが行われている。

【００１１】これにより、キャッシュのサーチが高速に
なり、またディスクへのライト時のアクセスをキャッシ
ュブロック単位で行うことが、すなわち複数セクタ分を
一度にアクセスすることになるため、セクタ単位で行う
ときよりもディスクへのアクセス回数が減り、ディスク
への吐出しも高速になる。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上記従
来のシステムにおいては、そのキャッシュブロックサイ
ズに満たないデータのキャッシュライト要求があった場
合にそのキャッシュライト要求に対する処理においてデ
ィスクアクセスが伴い、そのために処理時間がかさんで
しまうという問題があった。

【００１３】すなわち、上記ディレクトリではブロック
の先頭アドレスに対応するディスクアドレスは分かって
も、その途中は分からない。したがって、前述したよう
にディスクへのアクセスはブロック単位となる。

【００１４】よって、ライトデータがブロックサイズに
満たない場合、ブロック内のその有効データが貯蔵され
た領域以外の残余の部分をそのままにしてディスクへの
ライトを行うと、その残余の部分のデータがディスクに
ライトされてしまい、ディスク内のデータを壊してしま
うこととなる。

【００１５】したがって、当該キャッシュライト要求で
そのブロック内にライトした有効データとディスク内に
おいて連続すべきデータをディスクからリードし、その
残余の部分に埋め込んだ上で、ディスクへのライトを行
わなければならないこととなるのである。

【００１６】このような場合、ディスクリードが終わる
までキャッシュライトを行えないためにホストに対する
応答が遅くなるという問題を生ずる。

【００１７】本発明は、このような問題点に鑑みてなさ
れたもので、その目的とするところは、キャッシュブロ
ックサイズに満たないデータのキャッシュライト要求で
あってもディスクへのアクセスを伴わずにキャッシュラ
イト処理を実行することができるようにし、もって高速
キャッシュライトを実現することができる情報処理装置
を提供することにある。

【００１８】

【課題を解決するための手段】本発明の情報処理装置
は、第１の記憶装置と、この第１の記憶装置に対するキ
ャッシュメモリとして機能し、そのデータ貯蔵領域が複
数のキャッシュブロックに区分けされた第２の記憶装置
と、上記複数のキャッシュブロック各々に対設され、対
応キャッシュブロックの先頭アドレスに相当する上記第
１の記憶装置上のアドレスからこの対応キャッシュブロ
ックの有効データが書込まれるべき上記第１の記憶装置
上のアドレスまでの距離を示すオフセット情報と、上記
対応キャッシュブロックに書込まれている有効データの
長さを示すデータ長情報とを具備するキャッシュディレ
クトリと、このキャッシュディレクトリの情報を参照し
て上記複数のキャッシュブロック各々の有効データを上
記第１の記憶装置における所定の場所に格納する書込み
制御手段とを備えている。

【００１９】

【作用】本発明によれば、オフセット情報とデータ長情
報とを参照することにより、ディスク上のキャッシュブ
ロックサイズに満たない書込みエリアを特定することが
できるため、そのキャッシュブロック全体を有効データ
で満たす必要はなく、キャッシュブロックの一部分だけ
にキャッシュライトを行うことができる。したがって、
キャッシュブロックサイズに満たないデータのキャッシ
ュライト要求であってもディスクへのリードアクセスを
伴わずにキャッシュライト処理を実行することができる
こととなる。

【００２０】

【実施例】以下に本発明の実施例について図面を参照し
つつ説明する。

【００２１】図１は本発明の一実施例に係る情報処理装
置の構成を示すものである。

【００２２】まず、図１（ａ）において、Ｃはディスク
コントローラであり、このディスクコントローラＣには
ｍ台の磁気ディスク装置Ｄ1 〜Ｄm が制御対象として接
続されている。ディスクコントローラＣはライトキャッ
シュＣ０１とライトキャッシュディレクトリＣ０２とを
備えている。ライトキャッシュＣ０１はｎ個のキャッシ
ュブロックに区分されている（以降、各ブロックにＣ０
１−１〜Ｃ０１−ｎの符号を用いる。）。各ブロックＣ
０１−１〜Ｃ０１−ｎは磁気ディスク装置Ｄ1〜Ｄm の
記録媒体ディスクにおける１６セクタ分のサイズを有
し、セット連想方式で制御される。キャッシュディレク
トリＣ０２は各ブロック１〜ｎに対応して設けられてい
る（以降、各ブロックに対応するディレクトリにＣ０２
−１〜Ｃ０２−ｎの符号を用いる。）。各ディレクトリ
Ｃ０２−１〜Ｃ０２−ｎは、対応する各ブロックＣ０１
−１〜Ｃ０１−ｎにつき、磁気ディスク装置Ｄ1 〜Ｄm
の記録媒体ディスクとの対応を示すものとされている。

【００２３】各ディレクトリＣ０２−１〜Ｃ０２−ｎ
は、図１（ｂ）に示すように、６バイト（４８ビット）
で構成され、有効フラグ記録部とＵＮ記録部とディ
スクアドレス記録部とＬＲＵ値記録部とオフセット
情報記録部とデータ長記録部とを備え、各機能は次
のようなものとなる。なお、記録部〜については前
述した図５に示すものと同等であるのでは、ここでは説
明を省略する。

【００２４】オフセット情報記録部は、対応キャッシ
ュブロックの先頭アドレスに相当する記録媒体ディスク
上のアドレスから、対応キャッシュブロックの有効デー
タが書込まれるべき当該記録媒体ディスク上のアドレス
までの距離を示すものであり、その距離はセクタ数で表
される。

【００２５】データ長記録部は、対応キャッシュブロ
ックに書込まれている有効データの長さを示すもので、
その長さも同じくセクタ数で表されるものである。この
データ長記録部において（００）_H とすることで、ラ
イトキャッシュデータが無いことを示すこともできる。

【００２６】ディスクコントローラＣは、ホストからキ
ャッシュライト要求があったときには、ホストからのデ
ータをとりあえず受付けてしまってライトキャッシュＣ
０１に貯蔵しておき、その後、ホストからのアクセスが
切れたとき等に、そのキャッシュＣ０１に貯蔵してある
有効データを磁気ディスク装置Ｄ1 〜Ｄm へ吐出すよう
にするが、この場合、対応するキャッシュディレクトリ
の情報を参照して所定の場所に格納すると同時に、その
キャッシュディレクトリの内容を更新するようになって
いる。以下、特に、キャッシュブロックサイズに満たな
いデータのキャッシュライト要求を受けたときの動作に
ついて具体的に説明する。

【００２７】[1] コントローラＣは、受信したキャッ
シュライト要求のデータが、ライトキャッシュＣ０１の
いずれのブロックに格納されている有効データにも繋が
りの無い場合には、有効フラグ記録部が無効表示とな
っていて有効データの無い空きのキャッシュブロックに
そのデータを格納する。この場合、そのキャッシュブロ
ックの先頭からライトされる場合と、キャッシュブロッ
クの中間にライトされる場合とがあるが、図２（ａ）は
中間にライトされる場合を示している。この図２（ａ）
に示すようにデータがライトされた場合、キャッシュデ
ィレクトリの内容は、有効フラグ記録部が有効表示、
ＵＮ記録部が磁気ディスク装置Ｄ1 〜Ｄm のうち新キ
ャッシュライトデータの格納先となる装置の番号表示、
ディスクアドレス記録部がそのキャッシュブロックの
先頭アドレスに新たに対応するディスク上のアドレス、
ＬＲＵ値記録部は“０”表示に更新される。また、図
２（ｂ）に示すように、オフセット記録部には５セク
タ分のオフセットを示すセクタ数“５”が記録され、デ
ータ長記録部には３セクタ分のデータ長を示すセクタ
数“３”が記録されることとなる。

【００２８】コントローラＣは、このキャッシュブロッ
クの有効データを磁気ディスクに格納する場合、このよ
うなディレクトリを参照することで、ディスクアドレス
記録部の表示アドレスからオフセット記録部の表示
セクタ数分だけずれたアドレスにおいてライトを開始
し、データ長記録部に示すセクタ数分だけそのライト
動作を継続させる。よって、余分なライト動作はなく、
しかも当該ライトデータ前後のデータを壊すこともな
い。

【００２９】[2] 次に、コントローラＣは、受信した
キャッシュライト要求のデータが、ライトキャッシュＣ
０１の中の一つのブロックに格納されている有効データ
に繋がる場合には、そのキャッシュブロックに新キャッ
シュライトデータを格納する。この場合、そのキャッシ
ュブロックに既に格納されている有効データの前に繋が
る場合と後ろに繋がる場合とがあるが、図３（ａ）は後
者のケースを示している。この場合、キャッシュディレ
クトリの有効フラグ記録部、ＵＮ記録部、ディスク
アドレス記録部、ＬＲＵ値記録部、オフセット記録
部については更新されずそのままの状態が保持され
る。データ長記録部には４セクタ分のデータ長を示す
セクタ数“４”から７セクタ分のデータ長を示すセクタ
数“７”に更新される。なお、既キャッシュライトデー
タの前部に新キャッシュライトデータが繋がる場合に
は、オフセット量が短縮されるため、オフセット記録部
についても更新される。

【００３０】コントローラＣが、このキャッシュブロッ
クの有効データを磁気ディスクに格納する場合の動作は
[1] と同様である。

【００３１】[3] さらに、コントローラＣが受信した
キャッシュライト要求のデータがライトキャッシュＣ０
１の中の一つのブロックに格納されている有効データと
非連続ではあるが同一キャッシュブロック内に格納され
るべきものである場合、ディスクリード動作が伴う。

【００３２】例えば、図４（ａ）に示すようなケースの
場合、当該キャッシュブロックのダミーを用意し、これ
に既キャッシュライトデータと新キャッシュライトデー
タとを保持しておく。そして、ディスクをアクセスし、
当該キャッシュブロックにディスク上のデータを埋め込
み、その後、ダミー上のデータをそのキャッシュブロッ
クに重ね書きする。これにより、図４（ａ）に示すよう
な状態が得られる。

【００３３】この場合には、キャッシュディレクトリの
内容は、有効フラグ記録部、ＵＮ記録部、ディスク
アドレス記録部、ＬＲＵ値記録部については現状の
ままであるが、図４（ｂ）に示すように、オフセット記
録部にはオフセットの無い状態であるセクタ数“０”
が記録され、データ長記録部にはキャッシュブロック
全長を示すセクタ数“１６”が記録される。

【００３４】コントローラＣが、このキャッシュブロッ
クの有効データを磁気ディスクに格納する場合の動作は
[1] と同様である。

【００３５】

【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、オ
フセット情報とデータ長情報とを参照することにより、
ディスク上のキャッシュブロックサイズに満たない書込
みエリアを特定することができるため、そのキャッシュ
ブロック全体を有効データで満たす必要はなく、したが
って、キャッシュブロックサイズに満たないデータのキ
ャッシュライト要求であってもディスクへのリードアク
セスを伴わずにキャッシュライト処理を実行することが
できることとなる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例の構成を示すブロック図。

【図２】図１に示す装置の動作例を図解する説明図。

【図３】図１に示す装置の動作例を図解する説明図。

【図４】図１に示す装置の動作例を図解する説明図。

【図５】従来装置の一キャッシュブロックに対応するデ
ィレクトリの構成を示す説明図。

【図６】図５に示す装置の動作例を図解する説明図。

【符号の説明】

Ｃ ディスクコントローラ Ｃ０１ ライトキャッシュ Ｃ０２ ライトキャッシュディレクトリ Ｄ1 〜Ｄm 磁気ディスク装置 有効フラグ記録部 ＵＮ（ユニット番号）記録部 ディスクアドレス記録部 ＬＲＵ値（キャッシュ常駐優先度）記録部 オフセット記録部 データ長記録部

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】第１の記憶装置と、 該第１の記憶装置に対するキャッシュメモリとして機能
   し、そのデータ貯蔵領域が複数のキャッシュブロックに
   区分けされた第２の記憶装置と、 前記複数のキャッシュブロック各々に対設され、対応キ
   ャッシュブロックの先頭アドレスに相当する前記第１の
   記憶装置上のアドレスから該対応キャッシュブロックの
   有効データが書込まれるべき前記第１の記憶装置上のア
   ドレスまでの距離を示すオフセット情報と、前記対応キ
   ャッシュブロックに書込まれている有効データの長さを
   示すデータ長情報とを具備するキャッシュディレクトリ
   と、 該キャッシュディレクトリの情報を参照して前記複数の
   キャッシュブロック各々の有効データを前記第１の記憶
   装置における所定の場所に格納する書込み制御手段とを
   備えている情報処理装置。