JPH06119218A - File cache control method - Google Patents

Abstract

PURPOSE:To provide the file cache control method by which a memory used as a cache is efficiently utilized, and a response time at the time of accessing a file can be shortened. CONSTITUTION:A file fragment F1-2 of a file F1 is subjected to staging on a cache CS, and in an LRU table, the file fragment F1-2 is registered in the lower rank of a file fragment F1-1 (state 103). Subsequently, from a disk device DS, a file fragment F2-2 of a file F2 is subjected to staging on the cache CS, and in the LRU table, the file fragment F2-2 is registered in the lower rank of a file fragment F2-1 (state 104). In such a way, the file fragment being near the head of the file in each file is registered in the higher rank (state 105). Accordingly, the nearer to the head of the file the file fragment is, the higher the probability that it exists on the cache CS becomes.

Description

【発明の詳細な説明】Detailed Description of the Invention

【産業上の利用分野】この発明は、コンピュータシステ
ムにおいてファイルの読み出しを高速化する技術に係
り、特に音声、画像等のデータ量の大きなファイルのシ
ーケンシャルな読み出しに用いて好適なファイルキャッ
シュ制御方法に関する。BACKGROUND OF THE INVENTION 1. Field of the Invention The present invention relates to a technique for speeding up file reading in a computer system, and more particularly to a file cache control method suitable for sequential reading of a file having a large amount of data such as voice and image. .

【０００２】[0002]

【従来の技術】周知のように、コンピュータシステムの
分野においてはキャッシュ（緩衝記憶装置）制御を行っ
てファイルの読み出しを高速化し、読み出し時の応答時
間を短縮化する技術が各種開発されている。この種の技
術を利用したものとして、例えば以下に示す２つの従来
例が挙げられる。2. Description of the Related Art As is well known, in the field of computer systems, various techniques have been developed for controlling a cache (buffer storage device) to speed up file reading and shorten a response time at the time of reading. Examples of utilizing this type of technology include the following two conventional examples.

【０００３】（１）第１の従来例 図１１は、第１の従来例のハードウェア構成を示すブロ
ック図である。この図において、ＤＳはファイルが記憶
されるディスク装置であり、比較的大きな記憶容量を有
している。ＣＳはディスク装置ＤＳから読み出されたフ
ァイルが一時記憶されるキャッシュであり、ディスク装
置ＤＳより記憶容量が小さいが高速なアクセスが可能で
ある。ＣＬはディスク装置制御部であり、ディスク装置
ＤＳおよびキャッシュＣＳの読み出し（あるいは、書き
込み）を制御し、読み出したデータを上位装置ＵＤへ転
送する。また、この例では、キャッシュＣＳにおいてデ
ータが管理される単位が、ディスク装置ＤＳの論理的な
データ管理単位であるファイルに対応するようになって
いる。(1) First Conventional Example FIG. 11 is a block diagram showing a hardware configuration of the first conventional example. In this figure, DS is a disk device that stores files and has a relatively large storage capacity. The CS is a cache in which files read from the disk device DS are temporarily stored, and has a smaller storage capacity than the disk device DS, but high-speed access is possible. CL is a disk device controller, which controls reading (or writing) of the disk device DS and the cache CS, and transfers the read data to the upper device UD. Further, in this example, the unit in which data is managed in the cache CS corresponds to a file which is a logical data management unit in the disk device DS.

【０００４】このような構成において、上位装置ＵＤ
が、ディスク装置ＤＳに格納されているファイルＦの読
み出し要求を発行すると、ファイルＦが一括してキャッ
シュＣＳ上にステージングされ、ファイスＦと同一内容
のファイルＦ′が格納される。このとき、ファイルＦ全
体をステージングするのに要する時間が待ち時間にな
る。そして、キャッシュＣＳからファイルＦ′の読み出
され、読み出したデータが上位装置ＵＤへ転送される。
ここで、上位装置ＵＤがファイルＦ′を先頭からシーケ
ンシャルに読み出し、ファイルの途中で読み出しを中止
する場合、ファイルＦ′の内容が全て読み出されること
なく読み出し動作が終了する。したがって、この場合、
上位装置ＵＤにおいて必ずしも必要とされないデータが
キャッシュＣＳ上に存在していることになる。In such a configuration, the upper device UD
However, when a read request for the file F stored in the disk device DS is issued, the file F is collectively staged on the cache CS, and a file F ′ having the same content as the file F is stored. At this time, the time required to stage the entire file F becomes a waiting time. Then, the file F'is read from the cache CS, and the read data is transferred to the upper device UD.
Here, when the upper device UD sequentially reads the file F ′ from the beginning and cancels the reading in the middle of the file, the read operation ends without reading all the contents of the file F ′. So in this case,
Data that is not necessarily required in the upper device UD exists in the cache CS.

【０００５】（２）第２の従来例 次に、第２の従来例は、キャッシュＣＳにおいてデータ
が管理される単位を、ディスク装置ＤＳの１トラック毎
にファイルを分割したファイル断片に対応させたもので
ある。そして、これらのファイル断片は、キャッシュＣ
Ｓ上においてＬＲＵ（Least Recently Used）方式によ
り管理される。なお、この場合のハードウェア構成は、
図１１に示した上記第１の従来例と同様のものである。(2) Second Conventional Example Next, in the second conventional example, the unit in which data is managed in the cache CS is made to correspond to a file fragment obtained by dividing a file for each track of the disk device DS. It is a thing. And these file fragments are cache C
It is managed on the S by the LRU (Least Recently Used) method. In this case, the hardware configuration is
This is the same as the first conventional example shown in FIG.

【０００６】図１２は、この例によるキャッシュ制御方
法を表現するＬＲＵテーブル（ＬＲＵ方式で用いられる
データ管理テーブル）の状態遷移を示している。まず、
ファイルＦＡ（図示略）の読み出し要求が上位装置ＵＤ
から発行され、ファイルＦＡがキャッシュＣＳ上にステ
ージングされていないことが判明すると、ファイルＦＡ
の先頭のファイル断片ＦＡ−１がキャッシュＣＳ上にス
テージングされ、ＬＲＵテーブルの最上位に登録される
（状態９０１）。ここで、ファイルＦＡの読み出し以前
にファイルＦＢ（図示略）、ファイルＦＣ（図示略）の
読み出しが行なわれていたと仮定すると、ファイルＦＢ
のファイル断片ＦＢ−ｍとファイルＦＣのファイル断片
ＦＣ−ｎとがキャッシュＣＳ上にステージングされる。
また、これらファイル断片はＬＲＵ方式で管理されてい
るので、ＬＲＵテーブルではファイル断片ＦＣ−ｎが最
上位となる（状態９０２）。FIG. 12 shows the state transition of the LRU table (data management table used in the LRU method) expressing the cache control method according to this example. First,
A request to read the file FA (not shown) is issued by the upper device UD.
Issued and is found that the file FA is not staged on the cache CS, the file FA
The file fragment FA-1 at the beginning of the file is staged on the cache CS and registered at the top of the LRU table (state 901). Here, assuming that the file FB (not shown) and the file FC (not shown) were read before the file FA was read, the file FB
File fragment FB-m and file fragment FC-n of file FC are staged on the cache CS.
Since these file fragments are managed by the LRU method, the file fragment FC-n is the highest in the LRU table (state 902).

【０００７】こうして、ファイルＦＡ，ＦＢ，ＦＣが順
次読み出され、キャッシュＣＳ上にステージングされる
と（状態９０３、状態９０４、状態９０５）、ファイル
断片ＦＡ−１はＬＲＵテーブルの最下位を経てキャッシ
ュＣＳから消去されることになる（状態９０６）。そし
て、再び上位装置ＵＤからファイルＦＡの読み出し要求
があると、ディスク装置ＤＳから再度ファイルＦＡの先
頭のファイル断片ＦＡ−１がステージングされ、ＬＲＵ
テーブルの最上位に登録される（状態９０７）。In this way, when the files FA, FB, FC are sequentially read and staged on the cache CS (state 903, state 904, state 905), the file fragment FA-1 is cached via the bottom of the LRU table. It will be erased from the CS (state 906). Then, when there is a request to read the file FA from the upper device UD again, the head file fragment FA-1 of the file FA is staged again from the disk device DS and the LRU
Registered at the top of the table (state 907).

【０００８】[0008]

【発明が解決しようとする課題】ところで、上記第１の
従来例においては、ファイル全体を一括してキャッシュ
ＣＳ上にステージングするので、上位装置ＵＤからの読
み出し要求が、ファイルの先頭から一部分のみでファイ
ルの全データでない場合、読み出されないデータがキャ
ッシュＣＳ上にステージングされることになり、キャッ
シュが効率的に使用されないと共に、ファイルのステー
ジングに時間がかかり、読み出しの際の待ち時間が長く
なるという欠点がある。こうしたことは、特に、音声、
画像などのデータ量の大きいファイルを読み出す場合に
顕著となり、また、これらをステージングするために膨
大な記憶容量が必要になってしまう。By the way, in the above-mentioned first conventional example, since the entire file is staged on the cache CS collectively, the read request from the upper device UD is limited to a part from the beginning of the file. If not all the data of the file, the unread data will be staged on the cache CS, the cache will not be used efficiently, and the staging of the file will take time and the waiting time at the time of reading will become long. There are drawbacks. This is especially true for voice,
This becomes remarkable when a file having a large amount of data such as an image is read out, and a huge storage capacity is required to stage these files.

【０００９】一方、第２の従来例においては、上述した
ように、ファイルをファイル断片に分割し、キャッシュ
ＣＳ上のデータ書き換えアルゴリズムとしてＬＲＵ方式
を採用している。したがって、ファイルを先頭からシー
ケンシャルに読み出す場合、ファイルの末尾側ほど読み
出された時間が新しいため、ファイルの末尾近くにある
ファイル断片ほどキャッシュＣＳ上で書き換えられる確
率が小さくなる。すなわち、ファイルの末尾に近い部分
がキャッシュＣＳ上にステージングされていても、ファ
イル先頭のファイル断片がキャッシュＣＳ上に存在しな
い場合が多くなる。このため、次にそのようなファイル
について読み出し要求があった場合、再びファイル先頭
のファイル断片をキャッシュＣＳ上にステージングしな
ければならず、キャッシュＣＳが有効に活用されないと
いう欠点がある。この発明は、このような背景の下にな
されたもので、キャッシュとして用いるメモリを効率的
に利用し、しかもファイルアクセス時の応答時間を短縮
化することができるファイルキャッシュ制御方法を提供
することを目的としている。On the other hand, in the second conventional example, as described above, the file is divided into file fragments and the LRU method is adopted as the data rewriting algorithm on the cache CS. Therefore, when the file is read sequentially from the beginning, since the read time is newer toward the end of the file, the probability of being rewritten on the cache CS is smaller for the file fragment near the end of the file. That is, even if the portion near the end of the file is staged on the cache CS, the file fragment at the beginning of the file often does not exist on the cache CS. Therefore, when a read request is made for such a file next time, the file fragment at the beginning of the file has to be staged again on the cache CS, which has the disadvantage that the cache CS is not effectively utilized. The present invention has been made under such a background, and it is an object of the present invention to provide a file cache control method capable of efficiently using a memory used as a cache and shortening a response time at the time of file access. Has an aim.

【００１０】[0010]

【課題を解決するための手段】上述した課題を解決する
ために、請求項１記載の発明は、データの論理的な管理
単位であるファイルの全データが格納される記憶部と、
該ファイルの一部のデータを保持し、該記憶部に対する
アクセス速度より高速にアクセス可能なメモリ部とを具
備して成るファイル装置において、前記メモリ部に対し
てデータを読み書きする際のキャッシュ管理単位が、前
記ファイルを所定の単位で分割したファイル断片である
とき、前記メモリ部において管理されるファイル断片の
うち、前記ファイルの先頭部分に近いファイル断片ほ
ど、該メモリ部において他のデータと置き換えられる確
率を小さくすることを特徴としている。In order to solve the above-mentioned problems, the invention according to claim 1 is a storage unit for storing all data of a file which is a logical management unit of data,
A cache management unit for reading and writing data to and from the memory unit, in a file device including a memory unit that holds part of the data of the file and that can access the storage unit at a higher speed Is a file fragment obtained by dividing the file in a predetermined unit, a file fragment managed closer to the beginning of the file among the file fragments managed in the memory unit is replaced with other data in the memory unit. It is characterized by reducing the probability.

【００１１】また、請求項２記載の発明は、前記ファイ
ル断片と前記ファイルとを２つの異なるデータ管理単位
として前記メモリ部に混在させるファイルキャッシュ制
御方法であって、アクセス頻度が所定レベル以上である
一群のファイルについては、これら各ファイルの全デー
タを前記メモリ部に保持し、前記一群のファイル以外の
ファイル群については、前記ファイル断片を単位として
前記メモリ部に保持し、ファイルの先頭部分に近いファ
イル断片ほど、該メモリ部において他のデータと置き換
えられる確率を小さくすることを特徴としている。The invention according to claim 2 is a file cache control method in which the file fragment and the file are mixed in the memory unit as two different data management units, and the access frequency is a predetermined level or more. For a group of files, all the data of each of these files is held in the memory unit, and for a group of files other than the group of files, it is held in the memory unit in units of the file fragments, close to the beginning of the file. The file fragment is characterized in that the probability that it will be replaced with other data in the memory unit is reduced.

【００１２】また、請求項３記載の発明は、前記ファイ
ル装置に格納される複数のファイルのうち、アクセスが
なされる全てファイルの少なくとも一部のファイル群に
ついて、ファイルの先頭部分に最も近いファイル断片を
常に前記メモリ部に保持し、前記ファイルの先頭部分に
最も近いファイル断片以外のファイル断片群について
は、ファイルの先頭部分に近いファイル断片ほど、前記
メモリ部において他のデータと置き換えられる確率を小
さくすることを特徴としている。Further, according to the invention of claim 3, among a plurality of files stored in the file device, at least a part of all the accessed files, the file group is closest to the head part of the file. Of the file fragments other than the file fragment closest to the head part of the file, the closer the file fragment to the head part of the file, the smaller the probability of being replaced with other data in the memory part. It is characterized by doing.

【００１３】[0013]

【作用】請求項１記載の発明によれば、メモリ部におい
て管理されるファイル断片のうち、ファイルの先頭部分
に近いファイル断片ほど、該メモリ部において他のデー
タと置き換えられる確率が小さいため、ファイルのシー
ケンシャルなアクセスにおて、読み書きされる頻度が高
いファイルの先頭部分に近いデータほど、メモリ部に存
在する確率が高くなる。According to the first aspect of the invention, among the file fragments managed in the memory unit, the closer to the beginning of the file the file fragment is, the smaller the probability that it will be replaced with other data in the memory unit. In the sequential access of, the closer the data is to the head portion of the file that is frequently read and written, the higher the probability that it exists in the memory unit.

【００１４】また、請求項２記載の発明によれば、アク
セス頻度が高いファイルについては、ファイル単位で管
理され、その全データがメモリ部に保持される。また、
比較的アクセス頻度が低いファイルについては、ファイ
ル断片を単位として管理され、ファイルの先頭部分に近
いファイル断片ほど、メモリ部において他のデータと置
き換えられる確率が小さくなり、該メモリ部に存在する
確率が高くなる。According to the second aspect of the invention, files having a high access frequency are managed in file units, and all the data are held in the memory section. Also,
Files that are relatively infrequently accessed are managed on a file fragment basis. The closer to the beginning of the file the file fragment is, the smaller the probability that it will be replaced with other data in the memory section, and the more likely it is that the file section will exist. Get higher

【００１５】また、請求項３記載の発明によれば、格納
されているファイルのうち、アクセスされる可能性のあ
るファイルについて、ファイルの先頭部分に最も近いフ
ァイル断片が常にメモリ部に存在し、その他のファイル
断片は、ファイルの先頭部分に近いファイル断片ほど、
メモリ部において他のデータと置き換えられる確率が小
さくなり、該メモリ部に存在する確率が高くなる。According to the third aspect of the invention, of the stored files, the file fragment closest to the beginning of the file, which may be accessed, is always present in the memory section. Other file fragments are closer to the beginning of the file,
The probability of being replaced with other data in the memory unit decreases, and the probability of existing in the memory unit increases.

【００１６】[0016]

【実施例】以下、図面を参照し、この発明の実施例につ
いて説明する。なお、以下に示す第１〜第３実施例が適
用されるハードウェア構成は上記従来例と同様であるの
で、図１１に示した各部とする共通するものには同一符
号を使用し、その説明を省略することとする。Embodiments of the present invention will be described below with reference to the drawings. Since the hardware configurations to which the following first to third embodiments are applied are the same as those of the above-mentioned conventional example, the same reference numerals are used for the same parts as those shown in FIG. Will be omitted.

【００１７】（１）第１実施例 この発明の第１実施例においては、キャッシュＣＳで管
理されるデータの単位を前述した第２の従来例と同様の
ファイル断片としており、ファイル断片の管理方式とし
てＬＲＵアルゴリズムを基本としている。ここで、図１
はこの実施例によるファイルキャッシュ制御方法を示す
フローチャートである。以下、このフローチャートの各
ステップに沿って、同実施例による方法を説明する。(1) First Embodiment In the first embodiment of the present invention, the unit of data managed by the cache CS is the same file fragment as in the second conventional example described above, and the file fragment management method is used. Is based on the LRU algorithm. Here, FIG.
3 is a flowchart showing a file cache control method according to this embodiment. Hereinafter, the method according to the embodiment will be described along the steps of this flowchart.

【００１８】図１において、まず、ステップＳａ１で
は、上位装置ＵＤからファイルの読み出しが要求され
る。そして、ステップＳａ２では、要求のあったファイ
ルがキャッシュＣＳ上にステージングされているか否か
を判断する。ここで、ファイルがキャッシュＣＳ上にス
テージングされていない場合、この判断結果は「ＮＯ」
となり、ステップＳａ３に進む。In FIG. 1, first, in step Sa1, a file read request is issued from the host device UD. Then, in step Sa2, it is determined whether or not the requested file is staged on the cache CS. Here, when the file is not staged on the cache CS, the result of this determination is “NO”.
Then, the process proceeds to step Sa3.

【００１９】ステップＳａ３では、ディスク装置ＤＳか
ら該当ファイルの先頭のファイル断片を読み出し、これ
をキャッシュＣＳ上にステージングする。そして、ステ
ップＳａ４において、このステージングされたファイル
断片をＬＲＵテーブルに登録する。さらに、ステップＳ
ａ５に進むと、このファイル断片をキャッシュＣＳから
上位装置ＵＤへ転送する。At step Sa3, the head file fragment of the corresponding file is read from the disk device DS and is staged on the cache CS. Then, in step Sa4, this staged file fragment is registered in the LRU table. Furthermore, step S
When proceeding to a5, this file fragment is transferred from the cache CS to the upper device UD.

【００２０】次に、ステップＳａ６では、データの読み
出しが終了したか否かを判断する。ここで、データの読
み出しが終了していなければ、この判断結果は「ＮＯ」
となり、ステップＳａ７に進む。ステップＳａ７では、
ディスク装置ＤＳから該当ファイルの次のファイル断片
を読み出し、これをキャッシュＣＳ上にステージングす
ると共に、該ファイル断片をキャッシュＣＳから上位装
置ＵＤへ転送する。そして、ステップＳａ８に進むと、
ＬＲＵテーブルにおいて今回ステージングしたファイル
断片を前回ステージングしたファイル断片の直下位に登
録する。Next, at step Sa6, it is judged whether or not the data reading is completed. Here, if the reading of the data has not been completed, this determination result is “NO”.
Then, the process proceeds to step Sa7. In step Sa7,
The next file fragment of the corresponding file is read from the disk device DS, this is staged on the cache CS, and the file fragment is transferred from the cache CS to the upper device UD. Then, when the process proceeds to step Sa8,
The file fragment staged this time is registered immediately below the file fragment previously staged in the LRU table.

【００２１】以後、データの読み出しが継続する間、上
記ステップＳａ７とステップＳａ８が繰り返され、ディ
スク装置ＤＳから読み出されたファイル断片がＬＲＵテ
ーブルにおいて１つ前のファイル断片の下位に順次登録
される。これにより、ファイルの先頭に近いファイル断
片ほどＬＲＵテーブルの上位に登録され、キャッシュＣ
Ｓ上に存在する可能性が高くなる。そして、データの読
み出しが終了すると、上記ステップＳａ６の判断結果が
「ＹＥＳ」となり、読み出し動作が終了される。Thereafter, while the data reading is continued, the above steps Sa7 and Sa8 are repeated, and the file fragments read from the disk device DS are sequentially registered in the LRU table under the previous file fragment. . As a result, the file fragment closer to the beginning of the file is registered in the higher rank of the LRU table, and the cache C
More likely to be present on S. Then, when the reading of the data is completed, the determination result of the step Sa6 becomes “YES”, and the reading operation is completed.

【００２２】一方、前述のステップＳａ２において、フ
ァイルがキャッシュＣＳ上にステージングされていた場
合、ここでの判断結果は「ＹＥＳ」となり、ステップＳ
ａ９に進む。ステップＳａ９では、キャッシュＣＳから
先頭のファイル断片を読み出し、これを上位装置ＵＤへ
転送する。そして、ステップＳａ１０の読み出し終了か
否かの判断結果が「ＮＯ」となる間、ステップＳａ９を
繰り返し、ファイル断片の読み出し動作を継続する。こ
うして、ステップＳａ１０の判断結果が「ＹＥＳ」とな
ると、読み出し動作が終了される。On the other hand, when the file is staged on the cache CS in the above step Sa2, the result of the determination here is "YES", and the step S
Proceed to a9. In step Sa9, the leading file fragment is read from the cache CS and transferred to the upper device UD. Then, while the determination result of whether or not the reading in step Sa10 is completed is “NO”, step Sa9 is repeated to continue the file fragment reading operation. In this way, when the determination result of step Sa10 is "YES", the read operation is ended.

【００２３】次に、上記フローチャートに基づく動作
を、図２に示すＬＲＵテーブルの状態遷移を参照し、説
明する。なお、ここで上位装置ＵＤから読み出し要求が
あるファイルは、図３に示すファイルのうちファイルＦ
１，Ｆ２とし、各ファイルの先頭から順次ファイル断片
Ｆ１−１，Ｆ２−１，Ｆ１−２，Ｆ２−２，……が読み
出されるものとする。Next, the operation based on the above flow chart will be described with reference to the state transition of the LRU table shown in FIG. It should be noted that the file requested to be read from the upper device UD is the file F of the files shown in FIG.
1, F2, and the file fragments F1-1, F2-1, F1-2, F2-2, ... Are read sequentially from the beginning of each file.

【００２４】さて、図２において、まず上位装置ＵＤか
らファイルＦ１の読み出しが要求されると、ディスク装
置ＤＳからファイルＦ１の先頭のファイル断片Ｆ１−１
をキャッシュＣＳ上にステージングする。そして、キャ
ッシュＣＳ上のデータを管理するＬＲＵテーブルの最上
位にファイル断片Ｆ１−１を登録する（状態１０１）。
次に、上位装置ＵＤからファイルＦ２の読み出しが要求
されると、ディスク装置ＤＳからファイルＦ２の先頭の
ファイル断片Ｆ２−１をキャッシュＣＳ上にステージン
グし、このファイル断片Ｆ２−１をＬＲＵテーブルの最
上位に登録する（状態１０２）。In FIG. 2, when the upper device UD requests reading of the file F1, the disk device DS first requests the first file fragment F1-1 of the file F1.
Is staged on the cache CS. Then, the file fragment F1-1 is registered at the top of the LRU table that manages the data on the cache CS (state 101).
Next, when the upper device UD requests to read the file F2, the disk device DS stages the first file fragment F2-1 of the file F2 on the cache CS, and the file fragment F2-1 is stored in the LRU table. Register in the upper rank (state 102).

【００２５】次に、ディスク装置ＤＳからファイルＦ１
のファイル断片Ｆ１−２をキャッシュＣＳ上にステージ
ングし、ＬＲＵテーブルにおいてファイル断片Ｆ１−２
をファイル断片Ｆ１−１の下位に登録する（状態１０
３）。そして、ディスク装置ＤＳからファイルＦ２のフ
ァイル断片Ｆ２−２をキャッシュＣＳ上にステージング
し、ＬＲＵテーブルにおいてファイル断片Ｆ２−２をフ
ァイル断片Ｆ２−１の下位に登録する（状態１０４）。Next, the file F1 is sent from the disk device DS.
Staging the file fragment F1-2 of the file fragment F1-2 in the cache CS and
Is registered under the file fragment F1-1 (state 10
3). Then, the file fragment F2-2 of the file F2 is staged on the cache CS from the disk device DS, and the file fragment F2-2 is registered in the LRU table under the file fragment F2-1 (state 104).

【００２６】こうして、ファイルＦ１とファイルＦ２の
ファイル断片が順次ステージングされると、ＬＲＵテー
ブルにおいて、ファイルＦ２が完全にファイルＦ１の上
位に位置されると共に、各ファイル内ではファイルの先
頭に近いファイル断片ほど、上位に登録される（状態１
０５）。これにより、ファイルの先頭に近いファイル断
片ほど、キャッシュＣＳ上に存在する可能性が高くな
る。In this way, when the file fragments of the file F1 and the file F2 are sequentially staged, the file F2 is completely positioned above the file F1 in the LRU table, and the file fragment near each file is close to the beginning of the file. The higher it is registered (state 1
05). As a result, the closer the file fragment is to the head of the file, the higher the possibility that it will be on the cache CS.

【００２７】（２）第２実施例 次に、この発明の第２実施例は、キャッシュＣＳで管理
されるデータの単位としてファイル断片とファイルの両
方を採用し、これらの混在を可能にするものである。こ
こで、図４は、この実施例によるファイルキャッシュ制
御方法で用いる２つの管理テーブルの内容を示してい
る。(2) Second Embodiment Next, a second embodiment of the present invention adopts both a file fragment and a file as a unit of data managed by the cache CS, and enables a mixture of these. Is. Here, FIG. 4 shows the contents of two management tables used in the file cache control method according to this embodiment.

【００２８】同図において、テーブルＴＢ１には、ディ
スク装置ＤＳ上で管理される全てのファイルについて、
上位装置ＵＤからの読み出し要求の頻度が記録され、こ
の頻度に応じたランク付けがされる。このテーブルＴＢ
１において上位ｋ位（ｋは所定の自然数）以上にランク
されるファイルは、そのファイルの全データがキャッシ
ュＣＳ上にステージングされる。このｋ位以上にランク
されたアクセス頻度の高いファイル群をファイル群Ａと
呼ぶことにする。In the figure, a table TB1 shows, for all files managed on the disk device DS,
The frequency of read requests from the host device UD is recorded, and ranking is performed according to this frequency. This table TB
In a file ranked 1 or higher in k (where k is a predetermined natural number), all data of the file is staged on the cache CS. The file group having a high access frequency ranked above the kth place will be referred to as a file group A.

【００２９】一方、テーブルＴＢ２は、キャッシュＣＳ
上にステージングされているファイル断片を管理するた
めのＬＲＵテーブルである。すなわち、このテーブルＴ
Ｂ２には、各ファイル断片のうち最も新しくアクセスさ
れたものが上位に登録される。ただし、テーブルＴＢ２
における１つのファイルについての各ファイル断片の上
位下位関係は、上記第１実施例のように、ファイル先頭
に近いファイル断片ほど上位になるように管理される。On the other hand, the table TB2 is stored in the cache CS
It is an LRU table for managing the file fragments currently staged. That is, this table T
The most recently accessed one of the file fragments is registered in B2. However, table TB2
The upper / lower relation of each file fragment for one file in (1) is managed so that the file fragment closer to the head of the file becomes higher, as in the first embodiment.

【００３０】次に、図５および図６はこの実施例による
方法を示すフローチャートである。以下、このフローチ
ャートの各ステップに沿って、同実施例による方法を説
明する。図５において、まずステップＳｂ１では、上位
装置ＵＤからファイルＦＲの読み出し要求が発行され
る。そして、ステップＳｂ２では、テーブルＴＢ１にお
いて、ファイルＦＲのファイル番号に対応する領域（図
示略）にアクセス頻度が記録される。Next, FIGS. 5 and 6 are flow charts showing the method according to this embodiment. Hereinafter, the method according to the embodiment will be described along the steps of this flowchart. In FIG. 5, first, in step Sb1, a read request for the file FR is issued from the upper device UD. Then, in step Sb2, the access frequency is recorded in the area (not shown) corresponding to the file number of the file FR in the table TB1.

【００３１】次に、ステップＳｂ３に進むと、上位装置
ＵＤからのアクセス回数の計数値が記録されるカウンタ
ＣＡの値に「１」を加算する。そして、ステップＳｂ４
では、カウンタＣＡの値が所定値Ｎ（Ｎは「１」以上の
整数）に等しいか否かを判断する。すなわち、この実施
例では、テーブルＴＢ１の内容を各ファイルのアクセス
頻度に従って再配列させることを行っているが（後述す
る）、これを毎回行うのはシステム的に負担が大きくな
るため、上位装置ＵＤからのアクセス回数が所定値Ｎに
なることを条件に上記再配列を行うようにしている。Next, in step Sb3, "1" is added to the value of the counter CA in which the count value of the number of accesses from the upper device UD is recorded. Then, step Sb4
Then, it is determined whether or not the value of the counter CA is equal to a predetermined value N (N is an integer of 1 or more). That is, in this embodiment, the contents of the table TB1 are rearranged according to the access frequency of each file (which will be described later), but doing this every time will increase the system load, and therefore the upper device UD The rearrangement is performed under the condition that the number of accesses from 1 to 3 becomes a predetermined value N.

【００３２】ここで、カウンタＣＡの値が所定値Ｎに達
した場合、ステップＳｂ４の判断結果は「ＹＥＳ」とな
り、ステップＳｂ５に進む。ステップＳｂ５では、テー
ブルＴＢ１の内容を各ファイルのアクセス頻度に従って
降順に再配列させ、新たにランク付けを行う。次に、ス
テップＳｂ６に進むと、テーブルＴＢ１の再配列によっ
て順位ｋよりも上位にランク付けされているファイル群
Ａに変更が生じたか否かを判断する。Here, when the value of the counter CA reaches the predetermined value N, the determination result of step Sb4 is "YES", and the process proceeds to step Sb5. In step Sb5, the contents of the table TB1 are rearranged in descending order according to the access frequency of each file, and new ranking is performed. Next, in step Sb6, it is determined whether or not the rearrangement of the table TB1 has caused a change in the file group A ranked higher than the rank k.

【００３３】ここで、ファイル群Ａに変更が生じた場
合、この判断結果は「ＹＥＳ」となり、ステップＳｂ７
に進む。ステップＳｂ７では、ファイル群Ａから除外さ
れたファイルＦＤをテーブルＴＢ２の最上位に登録し、
以後、ファイルＦＤは複数のファイル断片に分割して管
理される。次に、ステップＳｂ８に進むと、ファイル群
Ａに新たに所属したファイルＦＲの全データをキャッシ
ュＣＳ上にステージングし、テーブルＴＢ２の管理対象
から除外する。そして、ステップＳｂ９では、カウンタ
ＣＡを「０」にリセットし、図６に示すステップＳｂ１
０に進む。一方、上記ステップＳｂ６において、ファイ
ル群Ａに変更が生じていない場合、上記ステップＳｂ７
〜Ｓｂ９に進まずに直接ステップＳｂ１０（図６参照）
に進む。If the file group A is changed, the result of this determination is "YES", and step Sb7
Proceed to. In step Sb7, the file FD excluded from the file group A is registered in the highest level of the table TB2,
After that, the file FD is divided into a plurality of file fragments and managed. Next, when proceeding to step Sb8, all data of the file FR newly belonging to the file group A is staged on the cache CS and excluded from the management target of the table TB2. Then, in step Sb9, the counter CA is reset to "0", and in step Sb1 shown in FIG.
Go to 0. On the other hand, in the above step Sb6, if the file group A has not been changed, the above step Sb7
~ Step Sb10 directly without going to Sb9 (see FIG. 6)
Proceed to.

【００３４】また、前述のステップＳｂ４において、カ
ウンタＣＡの値が所定値Ｎに達していない場合、ここで
の判断結果が「ＮＯ」となり、上記ステップＳｂ５〜Ｓ
ｂ９による再配列等の動作を行わずに直接ステップＳｂ
１０（図６参照）に進む。When the value of the counter CA has not reached the predetermined value N in step Sb4, the result of the determination here is "NO", and the steps Sb5 to Sb are executed.
The step Sb is directly executed without performing an operation such as rearrangement by b9.
10 (see FIG. 6).

【００３５】図６において、ステップＳｂ１０に進む
と、テーブルＴＢ１を参照してファイルＦＲがファイル
群Ａに含まれているか否かを判断する。ここで、ファイ
ルＦＲがファイル群Ａに含まれている場合、この判断結
果は「ＹＥＳ」となり、ステップＳｂ１１に進む。ステ
ップＳｂ１１では、キャッシュＣＳからファイルＦＲの
ファイル断片の読み出しを行う。そして、読み出しの中
止要求があるか、あるいは読み出しが終了すると、この
読み出し動作を終了する。6, in step Sb10, it is determined whether or not the file FR is included in the file group A by referring to the table TB1. Here, when the file FR is included in the file group A, the determination result is “YES”, and the process proceeds to step Sb11. In step Sb11, the file fragment of the file FR is read from the cache CS. Then, when there is a read stop request or when the read is completed, the read operation is completed.

【００３６】一方、上記ステップＳｂ１０において、フ
ァイルＦＲがファイル群Ａに含まれていない場合、この
判断結果は「ＮＯ」となり、ステップＳｂ１２に進む。
ステップＳｂ１２では、ファイル断片の番号が記録され
るカウンタＣＢの値を「０」にリセットする。ただし、
このカウンタＣＢの値は、ファイル断片のファイル先頭
からの通し番号を表すものとする。On the other hand, if the file FR is not included in the file group A in step Sb10, the result of this determination is "NO", and the flow advances to step Sb12.
In step Sb12, the value of the counter CB in which the file fragment number is recorded is reset to "0". However,
The value of this counter CB represents the serial number from the beginning of the file of the file fragment.

【００３７】次に、ステップＳｂ１３に進むと、テーブ
ルＴＢ２とカウンタＣＢの値とに基づき、ファイルＦＲ
のカウンタＣＢの値に対応するファイル断片がキャッシ
ュＣＳ上にステージングされているか否かを判断する。
ここで、カウンタＣＢの値に対応するファイル断片がキ
ャッシュＣＳ上にステージングされている場合、この判
断結果は「ＹＥＳ」となり、ステップＳｂ１４に進む。
ステップＳｂ１４では、このファイル断片をキャッシュ
ＣＳから読み出し、これを上位装置ＵＤに転送する。そ
して、ステップＳｂ１５に進むと、カウンタＣＢの値に
「１」を加算し、さらにステップＳｂ１６では、テーブ
ルＴＢ２の内容を更新する。Next, in step Sb13, the file FR is read based on the table TB2 and the value of the counter CB.
It is determined whether or not the file fragment corresponding to the value of the counter CB of 1 is staged on the cache CS.
Here, if the file fragment corresponding to the value of the counter CB is staged in the cache CS, the result of this determination is "YES", and the flow proceeds to step Sb14.
In step Sb14, this file fragment is read from the cache CS and transferred to the upper device UD. Then, when proceeding to step Sb15, "1" is added to the value of the counter CB, and further at step Sb16, the contents of the table TB2 are updated.

【００３８】次に、ステップＳｂ１７に進むと、読み出
しの中止要求があるか、あるいはファイルの末尾である
か否かを判断する。ここで、読み出しの中止要求がある
か、あるいはファイルの末尾であれば、この読み出し動
作を終了する。一方、読み出しの中止要求が無く、かつ
ファイルの末尾でなければ、前述のステップＳｂ１３に
戻り、上記ステップＳｂ１３〜Ｓｂ１７の動作を繰り返
す。Next, in step Sb17, it is determined whether there is a read stop request or the end of the file. If there is a read stop request or the end of the file, the read operation is terminated. On the other hand, if there is no read stop request and the end of the file is not reached, the process returns to step Sb13 described above, and the operations of steps Sb13 to Sb17 are repeated.

【００３９】また、ステップＳｂ１３において、カウン
タＣＢの値に対応するファイル断片がキャッシュＣＳ上
にステージングされてない場合、ここでの判断結果は
「ＮＯ」となり、ステップＳｂ１８に進む。ステップＳ
ｂ１８では、このカウンタＣＢの値に対応するファイル
断片をディスク装置ＤＳから読み出し、これをキャッシ
ュＣＳ上にステージングすると共に、キャッシュＣＳか
ら上位装置ＵＤへ転送する。そして、ステップＳｂ１９
に進むと、カウンタＣＢの値に「１」を加算し、さらに
ステップＳｂ２０では、テーブルＴＢ２の内容を更新す
る。If the file fragment corresponding to the value of the counter CB is not staged on the cache CS in step Sb13, the determination result here is "NO", and the process proceeds to step Sb18. Step S
In b18, the file fragment corresponding to the value of the counter CB is read from the disk device DS, staged on the cache CS, and transferred from the cache CS to the upper device UD. Then, step Sb19
In step Sb20, "1" is added to the value of the counter CB, and in step Sb20, the contents of the table TB2 are updated.

【００４０】次に、ステップＳｂ２１に進むと、読み出
しの中止要求（あるいはファイルのエンド）であるか否
かを判断する。ここで、読み出しの中止要求が無く、か
つファイルの末尾でなければ、前述のステップＳｂ１８
に戻り、上記ステップＳｂ１８〜Ｓｂ２１の動作を繰り
返す。そして、読み出しの中止要求があるか、あるいは
ファイルの末尾であれば、この読み出し動作を終了す
る。ただし、上述したステップＳｂ１２〜Ｓｂ２１の動
作では、ファイルの先頭に近いファイル断片ほど、キャ
ッシュＣＳから消去され難くなる上記第１実施例による
ＬＲＵ方式が採用されるものとする。Next, in step Sb21, it is determined whether or not the read stop request (or file end) has been issued. If there is no read stop request and the file is not at the end, step Sb18 described above is performed.
Then, the operation of steps Sb18 to Sb21 is repeated. Then, if there is a read stop request or if it is at the end of the file, this read operation is ended. However, in the operation of steps Sb12 to Sb21 described above, the LRU method according to the first embodiment is adopted in which the file fragment closer to the head of the file is more difficult to be erased from the cache CS.

【００４１】このように、第２実施例では、アクセス頻
度によってファイル群を２種に分けて管理しており、ア
クセス頻度の高いファイル群については、ファイルの全
データをキャッシュＣＳ上にステージングし、アクセス
頻度の比較的低いファイル群については、ファイルの先
頭のファイル断片のみキャッシュＣＳ上にステージング
するようにして、キャッシュＣＳの効率的利用およびフ
ァイルアクセスの高速化を図っている。As described above, in the second embodiment, the file group is divided into two types and managed according to the access frequency. For the file group having a high access frequency, all data of the file is staged on the cache CS, For a file group having a relatively low access frequency, only the file fragment at the beginning of the file is staged on the cache CS to achieve efficient use of the cache CS and high speed file access.

【００４２】（３）第３実施例 次に、この発明の第３実施例は、上位装置ＵＤが所定の
アプリケーション・プログラム（以下、アプリケーショ
ンと略す。）の実行において必要となるファイルについ
て、これらの先頭のファイル断片を常にキャッシュＣＳ
上にステージングしようするものである。ここで、図７
は、この実施例におけるキャッシュＣＳの各領域と各管
理テーブルの内容とを示している。(3) Third Embodiment Next, in the third embodiment of the present invention, regarding the files necessary for the upper device UD to execute a predetermined application program (hereinafter abbreviated as an application), Always cache the top file fragment CS
It's something to try staging up. Here, FIG.
Shows each area of the cache CS and the contents of each management table in this embodiment.

【００４３】まず、図７（ａ）において、キャッシュＣ
Ｓは２つの領域ＳＡ，ＳＢに区分して管理されており、
領域ＳＡは、アプリケーションの実行において必要とさ
れるファイルの先頭のファイル断片がステージングされ
る領域である。一方、領域ＳＢには、各ファイルの先頭
のファイル断片以外のファイル断片がステージングされ
る領域である。領域ＳＡは、この実施例が適用されるシ
ステムによって予め定められた所定の拡張限界ＬＩＭま
で領域ＳＢ側に拡張可能である。なお、キャッシュＣＳ
においてファイル断片が格納される領域の管理単位を、
以下セルと呼ぶこととする。First, in FIG. 7A, the cache C
S is managed by being divided into two areas SA and SB,
The area SA is an area where a file fragment at the head of a file required for executing an application is staged. On the other hand, the area SB is an area in which file fragments other than the first file fragment of each file are staged. The area SA can be expanded to the area SB side up to a predetermined expansion limit LIM predetermined by the system to which this embodiment is applied. In addition, cash CS
The management unit of the area where the file fragments are stored in
Hereinafter referred to as a cell.

【００４４】次に、同図（ｂ）に示すＬＲＵテーブルＸ
は、領域ＳＡに所属するセルを管理するためのテーブル
であり、図示のように、ＬＲＵアルゴリズムに従って順
位が定められるＬＲＵ順位、領域ＳＡに先頭のファイル
断片がステージングされているファイルのファイル番
号、およびファイル断片が割り当てられるセルのセル番
号の情報を保持している。また、同図（ｃ）に示すＬＲ
ＵテーブルＹは、領域ＳＢに所属するセルを管理するた
めのテーブルであり、図示のように、ＬＲＵ順位、領域
ＳＢにファイル断片がステージングされているファイル
のファイル番号、ステージングされている各ファイルの
ファイル断片のファイル断片番号、およびセル番号の情
報を保持している。さらに、同図（ｄ）に示す領域管理
テーブルＺは、キャッシュＣＳ上のセルが領域ＳＡ，Ｓ
Ｂの何れに所属するかを管理するためのテーブルであ
り、セル番号毎に領域ＳＡあるいはＳＢの情報を保持し
ている。Next, the LRU table X shown in FIG.
Is a table for managing the cells belonging to the area SA, and as shown in the figure, the LRU order in which the order is determined according to the LRU algorithm, the file number of the file in which the first file fragment is staged in the area SA, and It holds the cell number information of the cell to which the file fragment is assigned. Further, the LR shown in FIG.
The U table Y is a table for managing the cells belonging to the area SB, and as shown in the figure, the LRU order, the file number of the file in which the file fragment is staged in the area SB, and the file of each staged file. It holds the file fragment number of the file fragment and the cell number information. Further, in the area management table Z shown in FIG. 7D, the cells on the cache CS have areas SA and S.
This is a table for managing which one of B belongs, and holds information of the area SA or SB for each cell number.

【００４５】次に、図８〜図１０はこの実施例による方
法を示すフローチャートである。以下、このフローチャ
ートの各ステップに沿って、同実施例による方法を説明
する。図８において、まずステップＳｃ１では、システ
ム起動直後のイニシャライズ処理中に、アプリケーショ
ンの実行において当初必要とされる全てのファイルにつ
いて、その先頭のファイル断片をキャッシュＣＳ上にス
テージングし、これらをＬＲＵテーブルＸに登録する。
次に、ステップＳｃ２では、上位装置ＵＤからの要求の
種類が何であるかを判断する。以後、この判断結果に従
って下記３通りの動作，，に処理が分岐する。Next, FIGS. 8 to 10 are flowcharts showing the method according to this embodiment. Hereinafter, the method according to the embodiment will be described along the steps of this flowchart. In FIG. 8, first, in step Sc1, during the initialization process immediately after the system is started, the head file fragments of all the files initially required for the execution of the application are staged in the cache CS, and these are fragmented to the LRU table X. Register with.
Next, in step Sc2, it is determined what kind of request is made from the upper device UD. After that, the process branches according to the result of this determination into the following three operations.

【００４６】書き込み要求の場合 上記ステップＳｃ２において、上位装置ＵＤからファイ
ルＦｗの書き込み要求があった場合、図９に示すステッ
プＳｃ３〜Ｓｃ１２の動作を行う。ステップＳｃ３（図
９参照）では、キャッシュＣＳ上にファイルＦｗの先頭
のファイル断片Ｆａを格納するスペースが存在するか否
かを判断する。ここで、ファイル断片Ｆａを格納するス
ペースが存在しない場合、この判断結果は「ＮＯ」とな
り、ステップＳｃ４に進む。ステップＳｃ４では、さら
に領域ＳＡが拡張可能であるか否かを判断する。In the case of a write request In step Sc2, when there is a write request for the file Fw from the host device UD, the operations of steps Sc3 to Sc12 shown in FIG. 9 are performed. In step Sc3 (see FIG. 9), it is determined whether or not there is a space in the cache CS for storing the leading file fragment Fa of the file Fw. Here, if there is no space for storing the file fragment Fa, the result of this determination is "NO", and the routine proceeds to step Sc4. In step Sc4, it is determined whether the area SA can be further expanded.

【００４７】ここで、領域ＳＡが拡張可能である場合、
ステップＳｃ４の判断結果が「ＹＥＳ」となり、ステッ
プＳｃ５に進む。ステップＳｃ５では、キャッシュＣＳ
の領域ＳＢが管理されるＬＲＵテーブルＹの最下位に対
応するセルを解放する。そして、ステップＳｃ６に進む
と、領域管理テーブルＺにおいて、前記解放したセルに
ついて領域を「ＳＢ」から「ＳＡ」に書き換えることに
より、当該セルの管理を領域ＳＢから領域ＳＡに変更す
る。さらに、ステップＳｃ７では、前記解放したセルを
ＬＲＵテーブルＸの管理下とし、ステップＳｃ９に進
む。Here, when the area SA is expandable,
The determination result of step Sc4 is “YES”, and the process proceeds to step Sc5. In step Sc5, the cache CS
The cell corresponding to the bottom of the LRU table Y in which the area SB of is managed is released. Then, proceeding to step Sc6, in the area management table Z, the area of the released cell is rewritten from “SB” to “SA”, thereby changing the management of the cell from the area SB to the area SA. Further, in step Sc7, the released cell is placed under the management of the LRU table X, and the process proceeds to step Sc9.

【００４８】一方、前述のステップＳｃ４において、領
域ＳＡが拡張可能でない場合、ステップＳｃ８に進む。
ステップＳｃ８では、ＬＲＵアルゴリズムに基づき、Ｌ
ＲＵテーブルＸにおいてセルの書き換えを行った後、ス
テップＳｃ９に進む。すなわち、この場合、新たに読み
出し要求のあったファイルＦｗがＬＲＵテーブルＸの最
上位に登録され、その先頭のファイル断片Ｆａが領域Ｓ
Ａに格納される。ただし、この場合、領域ＳＡが拡張可
能でないため、それまでにＬＲＵテーブルＸの最下位に
位置してしたファイルの先頭のファイル断片は、領域Ｓ
Ａから除外されることになる。また、前述のステップＳ
ｃ３において、ファイル断片Ｆａを格納するスペースが
存在する場合、上記ステップＳｃ４〜Ｓｃ８に進まずに
直接ステップＳｃ９に進む。On the other hand, in step Sc4, if the area SA is not expandable, the process proceeds to step Sc8.
At step Sc8, L is calculated based on the LRU algorithm.
After rewriting the cell in the RU table X, the process proceeds to step Sc9. That is, in this case, the file Fw for which a new read request has been made is registered at the top of the LRU table X, and the file fragment Fa at the beginning thereof is stored in the area S.
Stored in A. However, in this case, since the area SA is not expandable, the file fragment at the beginning of the file located at the lowest position of the LRU table X until then is the area S.
It will be excluded from A. In addition, the above step S
When there is a space for storing the file fragment Fa in c3, the process directly proceeds to step Sc9 without proceeding to steps Sc4 to Sc8.

【００４９】ステップＳｃ９では、ファイルＦｗの先頭
のファイル断片Ｆａを領域ＳＡに格納する。そして、ス
テップＳｃ１０に進むと、ファイルＦｗをＬＲＵテーブ
ルＸの最上位に登録する。次に、ステップＳｃ１１に進
むと、ファイルＦｗの他のファイル断片を領域ＳＢに格
納する。そして、ステップＳｃ１２では、ファイルＦｗ
の他のファイル断片が領域ＳＢに書き込まれる毎に、こ
れに対応してＬＲＵテーブルＹの内容を変更する。ただ
し、この領域ＳＢの各ファイル断片は、ファイルの先頭
に近いファイル断片ほどキャッシュＣＳから消去され難
くなる、上記第１実施例によるＬＲＵ方式によって管理
される。こうして、ファイルＦｗの全てのファイル断片
がキャッシュＣＳに格納されると、ファイルＦｗの書き
込み動作が終了する。In step Sc9, the head file fragment Fa of the file Fw is stored in the area SA. Then, when the process proceeds to step Sc10, the file Fw is registered at the top of the LRU table X. Next, when proceeding to step Sc11, another file fragment of the file Fw is stored in the area SB. Then, in step Sc12, the file Fw
Every time another file fragment of is written in the area SB, the content of the LRU table Y is correspondingly changed. However, each file fragment in the area SB is managed by the LRU method according to the first embodiment, in which the file fragment closer to the head of the file is less likely to be erased from the cache CS. In this way, when all the file fragments of the file Fw are stored in the cache CS, the writing operation of the file Fw ends.

【００５０】消去要求の場合 前述のステップＳｃ２において、上位装置ＵＤからファ
イルＦｄの消去要求があった場合、図８に示すステップ
Ｓｃ１３〜Ｓｃ２０の動作を行う。ステップＳｃ１３
（図８参照）では、キャッシュＣＳの領域ＳＡにファイ
ルＦｄの先頭のファイル断片Ｆａがステージングされて
いるか否かを判断する。In the case of an erasing request When the erasing request of the file Fd is issued from the upper device UD in the above-mentioned step Sc2, the operations of steps Sc13 to Sc20 shown in FIG. 8 are performed. Step Sc13
In (see FIG. 8), it is determined whether or not the leading file fragment Fa of the file Fd is staged in the area SA of the cache CS.

【００５１】ここで、領域ＳＡにファイルＦｄの先頭の
ファイル断片Ｆａがステージングされている場合、この
判断結果が「ＹＥＳ」となり、ステップＳｃ１４に進
む。ステップＳｃ１４では、ＬＲＵテーブルＸからファ
イル断片Ｆａに対応する項目を消去する。そして、ステ
ップＳｃ１５に進むと、領域ＳＡにおいてファイル断片
Ｆａが格納されているセルを解放する。次に、ステップ
Ｓｃ１６では、領域管理テーブルＺにおいて、前記解放
したセルについて領域を「ＳＡ」から「ＳＢ」に書き換
えることにより、当該セルの管理を領域ＳＡから領域Ｓ
Ｂに変更する。Here, if the head file fragment Fa of the file Fd is staged in the area SA, the result of this determination is "YES", and the routine proceeds to step Sc14. In step Sc14, the item corresponding to the file fragment Fa is deleted from the LRU table X. Then, when proceeding to step Sc15, the cell in which the file fragment Fa is stored in the area SA is released. Next, in step Sc16, in the area management table Z, the area of the released cell is rewritten from "SA" to "SB", thereby managing the cell from the area SA to the area S.
Change to B.

【００５２】一方、前述のステップＳｃ１３において、
領域ＳＡにファイルＦｄの先頭のファイル断片Ｆａがス
テージングされていない場合、ここでの判断結果が「Ｎ
Ｏ」となり、上記ステップＳｃ１４〜Ｓｃ１６に進まず
に直接ステップＳｃ１７に進む。On the other hand, in step Sc13 described above,
When the head file fragment Fa of the file Fd is not staged in the area SA, the determination result here is “N
"O", and the process directly proceeds to step Sc17 without proceeding to steps Sc14 to Sc16.

【００５３】次に、ステップＳｃ１７に進むと、領域Ｓ
ＢにファイルＦｄの先頭のファイル断片Ｆａ以外のファ
イル断片群ＦＧがステージングされているか否かを判断
する。ここで、領域ＳＢにファイル断片群ＦＧがステー
ジングされている場合、この判断結果は「ＹＥＳ」とな
り、ステップＳｃ１８に進む。ステップＳｃ１８では、
ＬＲＵテーブルＹからファイルＦｄに含まれるファイル
断片群ＦＧに対応する項目を消去する。そして、ステッ
プＳｃ１９に進むと、領域ＳＢにおいてファイル断片群
ＦＧが格納されているセルを全て解放する。次に、ステ
ップＳｃ２０において、前記解放されたセルをＬＲＵテ
ーブルＹの最下位に登録する。そして、ファイルＦｄの
消去動作が終了する。Next, in step Sc17, the area S
It is determined whether or not the file fragment group FG other than the first file fragment Fa of the file Fd is staged in B. Here, when the file fragment group FG is staged in the area SB, the determination result is “YES”, and the process proceeds to step Sc18. In step Sc18,
The item corresponding to the file fragment group FG included in the file Fd is deleted from the LRU table Y. Then, when proceeding to step Sc19, all the cells storing the file fragment group FG in the area SB are released. Next, in step Sc20, the released cell is registered in the lowest rank of the LRU table Y. Then, the erasing operation of the file Fd ends.

【００５４】一方、前述のステップＳｃ１７において、
領域ＳＢにファイル断片群ＦＧがステージングされてお
らず、ファイルＦｄがキャッシュＣＳ上に存在しない場
合、ここでの判断結果が「ＮＯ」となり、何も処理を行
わずにそのまま終了する。On the other hand, in step Sc17 described above,
When the file fragment group FG is not staged in the area SB and the file Fd does not exist in the cache CS, the determination result here is “NO”, and the process ends without performing any processing.

【００５５】読み出し要求の場合 前述のステップＳｃ２において、上位装置ＵＤからファ
イルＦｒの読み出し要求があった場合、図１０に示すス
テップＳｃ２１〜Ｓｃ２５の動作を行う。ステップＳｃ
２１（図１０参照）では、キャッシュＣＳの領域ＳＡに
ファイルＦｒの先頭のファイル断片Ｆａがステージング
されているか否かを判断する。In the case of a read request In step Sc2 described above, when a read request for the file Fr is issued from the upper device UD, the operations of steps Sc21 to Sc25 shown in FIG. 10 are performed. Step Sc
21 (see FIG. 10), it is determined whether or not the leading file fragment Fa of the file Fr is staged in the area SA of the cache CS.

【００５６】ここで、領域ＳＡに先頭のファイル断片Ｆ
ａがステージングされていない場合、この判断結果は
「ＮＯ」となり、ステップＳｃ２２に進む。ステップＳ
ｃ２２では、領域ＳＡに先頭のファイル断片Ｆａをステ
ージングする。そして、ステップＳｃ２３に進むと、Ｌ
ＲＵテーブルＸの最上位にファイルＦｒを登録し、ステ
ップＳｃ２４に進む。一方、上記ステップＳｃ２１にお
いて、領域ＳＡにファイルＦｒの先頭のファイル断片Ｆ
ａがステージングされている場合、ここでの判断結果
は、「ＹＥＳ」となり、上記ステップＳｃ２２，Ｓｃ２
３に進まずに直接ステップＳｃ２４に進む。Here, the first file fragment F in the area SA
If a is not staged, the result of this determination is "NO", and the flow proceeds to step Sc22. Step S
In c22, the leading file fragment Fa is staged in the area SA. Then, when the process proceeds to step Sc23, L
The file Fr is registered in the highest level of the RU table X, and the process proceeds to step Sc24. On the other hand, in step Sc21, the head file fragment F of the file Fr is stored in the area SA
When a is staged, the determination result here is “YES”, and the above steps Sc22 and Sc2 are performed.
Instead of proceeding to step 3, the process directly proceeds to step Sc24.

【００５７】ステップＳｃ２４では、キャッシュＣＳの
領域ＳＡからファイルＦｒの先頭のファイル断片Ｆａの
読み出し、これを上位装置ＵＤへ転送する。そして、ス
テップＳｃ２５において、ファイルＦｒに含まれる他の
ファイル断片を読み出して上位装置ＵＤへ転送した後、
ファイルＦｒの読み出し動作を終了する。In step Sc24, the head file fragment Fa of the file Fr is read from the area SA of the cache CS and transferred to the upper device UD. Then, in step Sc25, after another file fragment included in the file Fr is read and transferred to the upper device UD,
The read operation of the file Fr is completed.

【００５８】このように、第３実施例では、アプリケー
シュンの実行によりアクセスされる可能性のあるファイ
ルの先頭のファイル断片を全てキャッシュＣＳの一定領
域ＳＡ（拡張可能）にステージングするようにしている
ので、これらのファイルについて高速なファイルアクセ
スが保証されることになる。As described above, in the third embodiment, all the file fragments at the beginning of the file that may be accessed by executing the application are staged in the fixed area SA (expandable) of the cache CS. Therefore, fast file access is guaranteed for these files.

【００５９】なお、上記第１〜第３実施例では、ディス
ク装置ＤＳに格納されているファイルに対するアクセス
の高速化を図るためにキャッシュＣＳを設けた、いわゆ
るディスクキャッシュの構成を例として説明したが、こ
のような構成に限らず、例えば主記憶装置とＣＰＵ（中
央処理装置）との間にキャッシュを設けた、いわゆるキ
ャッシュメモリの構成にも適用可能である。In the above first to third embodiments, the so-called disk cache structure in which the cache CS is provided in order to speed up the access to the file stored in the disk device DS has been described as an example. However, the present invention is not limited to such a configuration, and can be applied to, for example, a so-called cache memory configuration in which a cache is provided between a main storage device and a CPU (central processing unit).

【００６０】[0060]

【発明の効果】以上説明したように、この発明によれ
ば、従来のファイルキャッシュ管理方法に比較して、キ
ャッシュとして使用されるメモリ部が効率的に利用され
ると共に、ファイルアクセス時の応答時間が短縮化され
るという効果が得られる。As described above, according to the present invention, as compared with the conventional file cache management method, the memory unit used as a cache is efficiently used and the response time at the time of file access is improved. The effect is shortened.

【図面の簡単な説明】[Brief description of drawings]

【図１】この発明の第１実施例によるファイルキャッシ
ュ制御方法を示すフローチャートである。FIG. 1 is a flowchart showing a file cache control method according to a first embodiment of the present invention.

【図２】同実施例におけるＬＲＵテーブルの状態遷移を
示すブロック図である。FIG. 2 is a block diagram showing a state transition of an LRU table in the embodiment.

【図３】同実施例において読み出される各ファイルとそ
のファイル断片を示す図である。FIG. 3 is a diagram showing each file read in the embodiment and a file fragment thereof.

【図４】この発明の第２実施例で用いる２つの管理テー
ブルの内容を示す図である。FIG. 4 is a diagram showing the contents of two management tables used in the second embodiment of the present invention.

【図５】同実施例によるファイルキャッシュ制御方法を
示すフローチャートである（ステップＳｂ１〜Ｓｂ
９）。FIG. 5 is a flowchart showing a file cache control method according to the embodiment (steps Sb1 to Sb).
9).

【図６】同実施例によるファイルキャッシュ制御方法を
示すフローチャートである（ステップＳｂ１０〜Ｓｂ２
１）。FIG. 6 is a flowchart showing a file cache control method according to the same embodiment (steps Sb10 to Sb2).
1).

【図７】この発明の第３実施例おけるキャッシュの各領
域と各管理テーブルの内容とを示す図であり、（ａ）は
キャッシュの各領域、（ｂ）および（ｃ）はＬＲＵ管理
テーブル、（ｄ）は領域管理テーブルをそれぞれ示して
いる。FIG. 7 is a diagram showing each area of the cache and contents of each management table in the third embodiment of the present invention, (a) is each area of the cache, (b) and (c) are LRU management tables, Each of (d) shows an area management table.

【図８】同実施例によるファイルキャッシュ制御方法を
示すフローチャートである（ステップＳｃ１〜Ｓｃ２，
Ｓｃ１３〜Ｓｃ２０）。FIG. 8 is a flowchart showing a file cache control method according to the embodiment (steps Sc1 to Sc2).
Sc13 to Sc20).

【図９】同実施例によるファイルキャッシュ制御方法を
示すフローチャートである（ステップＳｃ３〜Ｓｃ１
２）。FIG. 9 is a flowchart showing a file cache control method according to the embodiment (steps Sc3 to Sc1).
2).

【図１０】同実施例によるファイルキャッシュ制御方法
を示すフローチャートである（ステップＳｃ２１〜Ｓｃ
２５）。FIG. 10 is a flowchart showing a file cache control method according to the embodiment (steps Sc21 to Sc).
25).

【図１１】第１の従来例のハードウェア構成を示すブロ
ック図である。FIG. 11 is a block diagram showing a hardware configuration of a first conventional example.

【図１２】第２の従来例によるキャッシュ制御方法を表
現するＬＲＵテーブルの状態遷移を示すブロック図であ
る。。FIG. 12 is a block diagram showing state transition of an LRU table expressing a cache control method according to a second conventional example. .

【符号の説明】[Explanation of symbols]

ＣＳ……キャッシュ、ＣＬ……ディスク装置制御部、Ｄ
Ｓ……ディスク装置、Ｆ，Ｆ′，Ｆ１〜Ｆ３，ＦＡ〜Ｆ
Ｃ……ファイル、Ｆ１−１〜Ｆ１−３，Ｆ２−１〜Ｆ２
−３，Ｆ３−１〜Ｆ３−３，Ｆａ……ファイル断片、Ｆ
Ｇ……ファイル断片群、ＴＢ１，ＴＢ２，Ｘ，Ｙ，Ｚ…
…管理テーブル、ＵＤ……上位装置、CS: cache, CL: disk device controller, D
S ... Disk device, F, F ', F1 to F3, FA to F
C ... file, F1-1 to F1-3, F2-1 to F2
-3, F3-1 to F3-3, Fa ... File fragment, F
G: File fragment group, TB1, TB2, X, Y, Z ...
… Management table, UD… Host device,

Claims (3)

【特許請求の範囲】[Claims] 【請求項１】 データの論理的な管理単位であるファイ
ルの全データが格納される記憶部と、該ファイルの一部
のデータを保持し、該記憶部に対するアクセス速度より
高速にアクセス可能なメモリ部とを具備して成るファイ
ル装置において、 前記メモリ部に対してデータを読み書きする際のキャッ
シュ管理単位が、前記ファイルを所定の単位で分割した
ファイル断片であるとき、 前記メモリ部において管理されるファイル断片のうち、
前記ファイルの先頭部分に近いファイル断片ほど、該メ
モリ部において他のデータと置き換えられる確率を小さ
くすることを特徴とするファイルキャッシュ制御方法。1. A storage unit that stores all data of a file, which is a logical management unit of data, and a memory that holds a part of the data of the file and that can be accessed faster than the access speed to the storage unit. And a cache unit for reading / writing data from / to the memory unit is a file fragment obtained by dividing the file in a predetermined unit, the cache unit is managed in the memory unit. Of the file fragments
A file cache control method characterized in that the probability of being replaced with other data in the memory unit is reduced as the file fragment is closer to the head portion of the file. 【請求項２】 前記ファイル断片と前記ファイルとを２
つの異なるデータ管理単位として前記メモリ部に混在さ
せるファイルキャッシュ制御方法であって、 アクセス頻度が所定レベル以上である一群のファイルに
ついては、これら各ファイルの全データを前記メモリ部
に保持し、 前記一群のファイル以外のファイル群については、前記
ファイル断片を単位として前記メモリ部に保持し、ファ
イルの先頭部分に近いファイル断片ほど、該メモリ部に
おいて他のデータと置き換えられる確率を小さくするこ
とを特徴とするファイルキャッシュ制御方法。2. The file fragment and the file are 2
A file cache control method in which two different data management units are mixed in the memory unit, and for a group of files having an access frequency of a predetermined level or higher, all data of each of these files is held in the memory unit. File groups other than the above file are held in the memory unit in the unit of the file fragment, and the closer the file fragment is to the beginning of the file, the smaller the probability of being replaced with other data in the memory unit. File cache control method. 【請求項３】 前記ファイル装置に格納される複数のフ
ァイルのうち、アクセスがなされる全てファイルの少な
くとも一部のファイル群について、ファイルの先頭部分
に最も近いファイル断片を常に前記メモリ部に保持し、 前記ファイルの先頭部分に最も近いファイル断片以外の
ファイル断片群については、ファイルの先頭部分に近い
ファイル断片ほど、前記メモリ部において他のデータと
置き換えられる確率を小さくすることを特徴とするファ
イルキャッシュ制御方法。 【０００１】3. Of the plurality of files stored in the file device, for at least a part of a file group of all accessed files, a file fragment closest to the head part of the file is always held in the memory section. As for the file fragment group other than the file fragment closest to the head portion of the file, the file cache closer to the head portion of the file has a smaller probability of being replaced with other data in the memory unit. Control method. [0001]