JP3431972B2 - 仮想ディスクシステム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ディスクシステムに関
し、特に多数のディスクドライブ装置を有する磁気ディ
スクシステムに適用して好適な仮想ディスクシステムに
関する。

【０００２】

【従来の技術】現在のコンピュータシステムにおいて
は、２次記憶装置が用いられ、ホストプロセッサなどの
上位装置側が必要とするデ−タは２次記憶装置に格納さ
れる。ホストプロセッサは、必要に応じて、２次記憶装
置に対してデ−タの書込みおよび読み出しを行ってい
る。この２次記憶装置としては、一般に不揮発な記憶媒
体が使用され、代表的なものとして磁気ディスク装置、
光ディスク装置などがあげられる。磁気ディスク装置
は、現在そして近い将来も最も多く使用される２次記憶
装置と期待されている。

【０００３】ところで、近年のコンピュータシステムの
応用の大規模化および多様化にともない、一つのスピン
ドルにより構成される磁気ディスク装置（以下、ドライ
ブと呼ぶ）では、性能が不足するという状況となってき
た。ディスクシステムのデータ転送速度およびトラフィ
ック性能は、スピンドル数すなわちドライブ数に比例し
て向上する。そのため、多数の小記憶容量のドライブを
使用して高性能化を図るアプローチが採られている。従
来の大型ディスクシステムではディスク径９インチのド
ライブを用いていたが、現在ではディスク径２．５イン
チ程度のドライブが既に製品化され、コンピュータシス
テムにて使用されている。

【０００４】このような多数の小記憶容量のドライブを
使用して高性能化を図るアプローチでは、多数ドライブ
の統合的管理が必要となる。従来のコンピュータシステ
ムでは、１ドライブを１ボリュームという管理単位とし
て、ホストプロセッサのソフトウェアであるオペレーテ
ィングシステム（以下、ＯＳと呼ぶ）が管理する。すな
わち、ボリュームの空き領域や、格納されているファイ
ルなどに関連する情報は、ＯＳがボリュームごとに管理
するのである。

【０００５】したがって、ボリュームが多数あると、Ｏ
Ｓの管理オーバヘッドが大きい。それは、ＯＳのファイ
ルシステムの処理時間が長くなるという形で欠点として
現われる。また、ボリュームが小容量であると、関連す
るファイルのグループが一つのボリュームに入りきらな
いため、論理的には一つのグループのファイルを分割し
て複数のボリュームに格納せざるを得ず、ユーザにとっ
て使い勝手の悪いディスクシステムとなってしまう。

【０００６】そこで、多数のドライブを統合的に管理す
るとともに、上記の欠点をなくしたＯＳのボリューム管
理方法が、例えば、オレイリー・アソシエイツ社（O'Re
illy& Associates,Inc.）刊の「ガイド・トゥーＯＳＦ
／１：テクニカル・シノプシス」（１９９１年）第７−
１頁から第７−１０頁(Guide to OSF/1: A TechnicalSy
nopsis (1991), pp7-1-7-10）に述べられている。以
下、この従来技術を第１の従来技術と呼ぶ。

【０００７】この第１の従来技術では、論理ボリューム
という概念により、ＯＳが複数のドライブを管理し、こ
れにより複数のドライブが一つのボリュームとしてユー
ザに見えるようにしている。ドライブの記憶領域をエク
ステントと呼ぶ固定長領域に分割し、一つの論理エクス
テントに対して一つまたは複数の物理エクステントを対
応させる。対応させる物理エクステントは、どの物理ド
ライブのものでもよく、一つの論理エクステントに異な
る物理ドライブの物理エクステントを対応させてよい。
論理エクステントを集めて、一つの仮想的なドライブと
したものをディスクの論理ボリュームと呼ぶ。

【０００８】一つの論理エクステントに対して複数の物
理エクステントを対応させた場合がミラーリングとな
る。ミラーリングは、同じデータを複数の物理記憶装置
に格納して、記憶装置の障害時におけるデータの信頼性
を高める手法である。

【０００９】ファイルに対するｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ時
は、ＯＳが、ファイルが格納されている論理ボリューム
の管理テーブルを参照してアクセス先の物理ドライブと
そのドライブ内の物理アドレスを求め、そこに対してｒ
ｅａｄ／ｗｒｉｔｅを発行する。アクセス先がミラーリ
ングされている場合は、対応する複数の物理ドライブの
それぞれに同一データのｗｒｉｔｅを発行する。ｒｅａ
ｄは、アクセス時間が短い物理ドライブに発行する。

【００１０】この第１の従来技術では、物理ドライブを
増設した場合に、すでに存在する論理ボリュームの末尾
にその物理ドライブのエクステントを追加して、論理ボ
リュームを拡張することができる。

【００１１】複数のドライブにわたってファイルを格納
することができる制御装置が、特公平４−３００５６号
の「仮想記憶システム」に開示されている。以下、該公
報に記載の従来技術を第２の従来技術と呼ぶ。

【００１２】この第２の従来技術では、従来のディスク
制御装置とホストプロセッサとの間に、新たな上位の制
御装置である仮想制御プロセッサを設ける。仮想制御プ
ロセッサは、ホストプロセッサに対して物理ドライブを
見せず、ファイルの１レベルな記憶空間のみを見せる。
ホストプロセッサは仮想制御プロセッサに対して、ファ
イルとファイル内のアドレスを指定してｒｅａｄ／ｗｒ
ｉｔｅを発行する。仮想制御プロセッサは、ファイルを
記憶装置に適したブロックに分割して、その仮想制御プ
ロセッサに接続されたドライブなどの記憶装置に分散格
納する。ファイルのどのブロックがどこに格納されてい
るかは、仮想制御プロセッサ内のテーブルに保持する。

【００１３】この第２の従来技術の目的は、本発明とは
異なり、記憶領域の効率的使用にある。ブロックごとに
自由に格納場所を設定できるので、あらかじめファイル
最大容量を確保する従来の方法にくらべ、空き領域のま
ま確保されている領域が少なくなり、領域を効率的に使
用できる。また、制御装置というハードウェアでファイ
ルのブロック単位の分散格納を実現するので、ＯＳが行
なうのに比べてＯＳの処理オーバヘッドが小さくなると
いう利点がある。

【００１４】

【発明が解決しようとする課題】第１の従来技術では、
ホストプロセッサのソフトウェアであるＯＳが、論理ボ
リュームを実現している。したがって、ＯＳの論理ボリ
ューム処理に要するＣＰＵオーバヘッドが大きいという
問題点があった。

【００１５】また、複数のホストプロセッサから論理ボ
リュームを共有することが困難であるという問題点があ
った。これは、複数のホストプロセッサが別々の論理ボ
リュームの管理テーブルを保持しているため、複数のホ
ストプロセッサから同一の論理ボリュームとしてアクセ
スするためには、ホストプロセッサどうしが通信して管
理テーブルの整合性を保つ必要があるからである。

【００１６】さらに、論理ボリュームを実現するための
処理をＯＳが行っているため、ディスクシステムを改良
する場合は、ＯＳ自体を変更する必要があるという問題
点があった。ＯＳは、コンピュータシステムのメーカー
ごとに少しずつ異なり、ファイルシステムの改良に応じ
てそれらのすべてのＯＳを変更することは現実的でな
い。

【００１７】第２の従来技術では、仮想制御プロセッサ
が物理的なドライブを管理しているため、ドライブを増
設していくと仮想制御プロセッサが性能上のボトルネッ
クとなリ、仮想制御プロセッサも増設しなければならな
くなる。一つの仮想制御プロセッサは、それに接続され
るドライブのみ管理できるが、他の仮想制御プロセッサ
に接続されるドライブは管理できない。すなわち、統合
的に管理可能なドライブの増設は、一つの仮想制御プロ
セッサに接続する限りにおいてのみ有効であるという問
題点があった。具体的には、複数の仮想制御プロセッサ
にわたってファイルを格納できないということである。

【００１８】また、仮想制御プロセッサがホストプロセ
ッサに対して提供するインターフェースは、従来のボリ
ュームという概念ではなく、ファイルを指定してアクセ
スするという独自のインターフェースであり、ディスク
システムとしての互換性（汎用性）がないという問題点
もあった。

【００１９】さらに、ホストプロセッサからのアクセス
要求は、仮想制御プロセッサおよびディスク制御装置
と、二つの制御装置を経由してからドライブに到達す
る。したがって、アクセス処理時間が長くなるという問
題点もあった。

【００２０】本発明の目的は、多数のドライブから構成
されるディスクシステムの改良にある。また、本発明の
目的は、多数のドライブから構成されるディスクシステ
ムにおいて、複数のドライブを統合的に管理でき、増設
が容易であり、従来ドライブとの互換性があり、高性能
な仮想ディスクシステムを提供することにある。

【００２１】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明は、ホストプロセッサに物理的に接続され、
複数の物理ドライブと該複数の物理ドライブへのアクセ
スを制御するアクセス制御回路とを備えたユニットを複
数備えるとともに、前記ホストプロセッサに対しては１
台の仮想ドライブとしてのインターフェースを提供する
仮想ディスクシステムであって、前記各ユニットは、そ
れらのユニットが前記ホストプロセッサに対して提供す
る外部インターフェースパスとは異なるパスであるスイ
ッチにより相互に接続されており、前記各ユニットは、
前記ホストプロセッサから与えられる仮想ドライブの論
理アドレスを前記複数の物理ドライブの物理アドレスに
変換するアドレス変換手段と、前記ホストプロセッサか
ら前記外部インターフェースパス経由で仮想ドライブの
論理アドレスを指定したアクセス要求があったときは、
前記アドレス変換手段により、指定された論理アドレス
を前記複数の物理ドライブの物理アドレスに変換すると
ともに、そのアクセス要求を自ユニットのアクセス制御
回路に転送するか、他ユニットのアクセス制御回路に前
記スイッチ経由で転送するかを選択する手段とを備えた
ことを特徴とする。

【００２２】また、本発明は、ホストプロセッサに物理
的に接続され、複数の物理ドライブと該複数の物理ドラ
イブへのアクセスを制御するアクセス制御回路とを備え
たユニットを複数備えるとともに、前記ホストプロセッ
サに対しては１台の仮想ドライブとしてのインターフェ
ースを提供する仮想ディスクシステムであって、前記各
ユニットは、それらのユニットが前記ホストプロセッサ
に対して提供する外部インターフェースパスとは異なる
パスであるスイッチにより相互に接続されており、前記
各ユニットは、前記ホストプロセッサから与えられる仮
想ドライブの論理アドレスを前記複数の物理ドライブの
物理アドレスに変換するためのテーブルであって、その
論理アドレスに対応する物理ドライブが自ユニット内に
あるか他ユニット内にあるかを判別できる情報を保持す
るテーブルを格納した記憶手段と、前記ホストプロセッ
サから仮想ドライブの論理アドレスを指定したアクセス
要求があったときは、前記テーブルを用いて、指定され
た論理アドレスを前記複数の物理ドライブの物理アドレ
スに変換するとともに、その変換結果により、アクセス
すべき物理ドライブが自ユニット内のものであるときは
アクセス要求を自ユニットのアクセス制御回路に転送
し、アクセスすべき物理ドライブが他ユニット内のもの
であるときはアクセス要求を該他ユニットのアクセス制
御回路に前記スイッチ経由で転送する手段と、自ユニッ
ト内のアクセス要求であるか他ユニットから転送されて
きたアクセス要求であるかにかかわらず、受け取ったア
クセス要求に応じて自ユニット内の物理ドライブをアク
セスし、そのアクセス結果を、直接、前記ホストプロセ
ッサに応答するアクセス制御回路とを備えたことを特徴
とする。

【００２３】ユニット間のアクセス要求の転送は、ユニ
ット間を接続する接続手段（例えば、ユニット間を直接
接続するスイッチパス）によるとよい。ユニットと上位
装置との間に設けたチャネルディレクタなどによっても
よい。

【００２４】前記テーブルは、例えば仮想ドライブの論
理アドレスを保持するフィールドとそれに対応する物理
ドライブの物理アドレスを保持するフィールドとを有す
るものである。そして、論理アドレスに対応する物理ド
ライブが自ユニット内にあるときは、該物理アドレスの
フィールドに、該物理ドライブを特定するドライブアド
レスとそのドライブ内アドレスとを保持し、該論理アド
レスに対応する物理ドライブが他ユニット内にあるとき
は、該物理アドレスのフィールドに、該他ユニットを特
定する情報を保持するようにするとよい。

【００２５】前記ユニットのアクセス制御回路は、前記
他ユニットからアクセス要求が転送されてきたときは、
該アクセス要求に応じて自ユニット内の物理ドライブを
アクセスし、そのアクセス結果を、直接、前記上位装置
に応答するようにする。なお、アクセス要求の転送元の
ユニットに返すようにしてもよいが、直接上位装置に返
すようにしたほうが性能はよい。

【００２６】前記上位装置から要求を送って、仮想ドラ
イブの作成や領域確保を行うことができるようにしても
よい。仮想ドライブの作成要求のときは、前記テーブル
の論理アドレスを保持するフィールドの空きエントリを
確保し、作成すべき仮想ドライブの論理アドレスを該フ
ィールドに設定する。また、仮想ドライブの領域確保要
求のときは、領域を確保するユニットとして自ユニット
が指定されているときは、自ユニット内の物理ドライブ
の空き領域を確保して前記テーブルの物理アドレスを保
持するフィールドに確保した空き領域の物理ドライブの
ドライブアドレスとそのドライブ内アドレスとを格納
し、領域を確保するユニットとして他ユニットが指定さ
れているときは、該指定されている他ユニットに領域確
保要求を転送するようにする。他のユニットから仮想ド
ライブの領域確保要求が送られてきた場合は、自ユニッ
ト内の物理ドライブの空き領域を確保して、前記テーブ
ルの物理アドレスを保持するフィールドに確保した空き
領域の物理ドライブのドライブアドレスとそのドライブ
内アドレスとを格納し、領域確保要求の要求元のユニッ
トに応答を返すようにする。

【００２７】

【作用】上位装置である例えばホストプロセッサからア
クセス要求がユニットに到着すると、各ユニットでは、
仮想ドライブの論理アドレスを物理ドライブの物理アド
レスに変換し、それとともにそのアクセス要求を自ユニ
ットのアクセス制御回路に転送するか、他ユニットのア
クセス制御回路に転送するかを選択する。

【００２８】すなわち、アクセスすべき物理ドライブが
自ユニット内のものであるときはアクセス要求を自ユニ
ットのアクセス制御回路に転送し、アクセスすべき物理
ドライブが他ユニット内のものであるときはアクセス要
求を該他ユニットのアクセス制御回路に転送する。した
がって、ディスクシステムを構成するすべてのドライブ
にわたる仮想ドライブ（仮想ディスクボリューム）が設
定でき、一つのユニットからボリュームのどの領域への
アクセス要求でも対象ユニットに転送可能である。その
ため、多数ドライブを統合的に管理でき、増設が容易で
あり、従来ドライブとの互換性があり、高性能なディス
クシステムを実現することができる。

【００２９】

【実施例】以下、本発明の一実施例を図１〜１２を参照
して説明する。

【００３０】図３は、本発明の一実施例に係る仮想ディ
スクシステムの全体システム構成を示す。本実施例の仮
想ディスクシステムは、複数のユニット２−１，２−
２，…，２−３、およびスイッチ４０により構成され
る。ホストプロセッサ１とディスクシステムの各ユニッ
ト２とは、チャネル（外部インターフェースパス）４に
より接続されている。ホストプロセッサ１には、ディス
クシステムのユニット２を複数接続することができる。

【００３１】各ユニット２内には、ディスクドライブが
備えられ、データが格納される。スイッチ４０は、ユニ
ット２間を接続するためのものである。ホストプロセッ
サ１は、ＩＢＭ社のＥＳ／９０００シリーズ（商品名）
のような大型汎用計算機とする。

【００３２】オペレーティングシステム（ＯＳ）は、ホ
ストプロセッサ１のチャネルインターフェースのコマン
ド体系にのっとってコマンドを発行する。コマンドで指
定されるアドレスは、仮想ドライブ（仮想ディスクボリ
ューム）を特定するドライブアドレス、並びにその仮想
ドライブのシリンダアドレス（ＣＣ）、およびヘッドア
ドレス（ＨＨ）からなるＣＣＨＨである。なお、これに
レコードアドレス（Ｒ）を加えてＣＣＨＨＲのアドレス
を用いてもよいが、説明を容易にするため、本実施例で
は、ＣＣＨＨのアドレスで指定するものとする。

【００３３】図２は、仮想ドライブの概念図であり、コ
マンドで指定するアドレスＣＣＨＨ（またはＣＣＨＨ
Ｒ）を説明するための図である。

【００３４】ホストプロセッサ１から見たときの仮想ド
ライブは、図２のように従来の１つの物理ドライブのよ
うに見える。したがって、ホストプロセッサ１からは、
まず仮想ドライブをドライブアドレスで特定するととも
に、図２に示すように、当該データが格納されている
（または格納する）トラックが所属するシリンダの位置
を特定するシリンダアドレス（ＣＣ）、そのシリンダ内
において当該データが格納されている（または格納す
る）トラックを特定するヘッドアドレス（ＨＨ）、およ
び必要ならそのトラック内のレコードの位置を特定する
レコードアドレス（Ｒ）で、データの位置を特定するよ
うにしている。

【００３５】具体的には、ドライブアドレスは要求デー
タが格納されている当該ドライブの番号（ドライブ番
号）であり、シリンダアドレス（ＣＣ）は当該ドライブ
内のシリンダ番号であリ、ヘッドアドレス（ＨＨ）はそ
のシリンダにおいてトラックを選択するヘッドの番号で
あり、レコードアドレス（Ｒ）はそのトラック内のデー
タの位置である。

【００３６】従来のＣＫＤフォーマット対応の磁気ディ
スクサブシステム（ＩＢＭ３９９０−３３９０：商品
名）も、図２に示したようなアドレスでアクセスされ
る。本実施例の仮想ディスクシステムにおいても、同様
に、上述したようなアドレスを用いたコマンドがホスト
プロセッサ１から発行されアクセスされる。

【００３７】仮想ドライブは、図２で説明したようなア
ドレスを持つ仮想的なドライブとして、実際は複数のユ
ニット２の中に作成される。上述したように、一つの仮
想ドライブは、ホストプロセッサ１からは一つの物理ド
ライブに見えるが、その領域は複数のユニット２に分散
していてもかまわない。

【００３８】仮想ドライブの領域は、トラック単位で物
理ドライブの領域に分散される。すなわち、仮想ドライ
ブの一つのトラックは、ユニット２内の物理ドライブの
一つのトラックに対応づけられる。それは、主記憶装置
における仮想記憶ページと実記憶ページとの関係と同様
である。

【００３９】ホストプロセッサ１から上述したようなア
ドレスを用いて、リード要求やライト要求などのコマン
ドが発行されたとき、ユニット２は、自ユニット内に要
求されたアドレスに対応する物理ドライブがあるときは
その物理ドライブにアクセスして結果をホストプロセッ
サ１に返す。また、ユニット２は、指定されたアドレス
が自ユニット内でなく他ユニット内の物理ドライブに対
応するときは、スイッチ４０を介して他ユニットにリー
ドやライトの要求を発行（転送）する。そのような要求
を受けたユニット２では、その要求に応じて、ユニット
内の物理ドライブをアクセスし、結果を直接ホストプロ
セッサ１に返す。

【００４０】大型計算機においては、ホストプロセッサ
１が要求を発行したチャネルとその要求に対する応答の
割り込みが返ってくるチャネルとは、異なっていてもか
まわない。入出力デバイスは、任意の空きのチャネルを
確保して応答を返す。本実施例のシステムにおいても、
ホストプロセッサ１は、ユニット２の応答がどのチャネ
ル４から返ってきてもよい構成となっている。したがっ
て、例えば図３において、ユニット２−１に発行したリ
ード要求の応答が、ユニット２−２に接続されたチャネ
ル４から返ってくることができる。そうした方が、応答
のユニット間転送が無くなり、より高性能となる。

【００４１】本実施例において、ユニット２を増設する
ときは、増設ユニット２をホストプロセッサ１とスイッ
チ４０に接続する。接続した後に、後で説明する仮想ド
ライブ作成コマンドや領域確保コマンドを発行して増設
ユニット２を仮想ドライブとして組み込む。

【００４２】本実施例において、ホストプロセッサ１か
ら仮想ディスクシステムに発行するコマンドの種類とし
ては、ディスクのデータをホストプロセッサ１に読み込
むリードコマンド、およびデータをディスクに書き込む
ライトコマンドがある。これらは、従来からあるコマン
ドであり、本実施例においても重要なコマンドであるの
で後に詳しく説明する。その他の従来のコマンドは、本
発明に直接影響しないのでここでは説明しない。

【００４３】本実施例では、ホストプロセッサ１から発
行するコマンドとして、仮想ドライブ作成コマンドと領
域確保コマンドとを新設する。仮想ドライブ作成コマン
ドは、新たな仮想ディスクドライブをディスクシステム
内に作成するコマンドである。仮想ドライブ作成コマン
ドを発行するときは、仮想ドライブの管理元のユニット
番号と仮想ドライブアドレスとをオペランドとして指定
する。領域確保コマンドは、仮想ドライブに新たな領域
を確保するコマンドである。領域確保コマンドを発行す
るときは、仮想ドライブアドレスと実際の領域を確保す
るユニットのユニット番号と物理ドライブアドレスと確
保トラック数とをオペランドとして指定する。

【００４４】上記の仮想ドライブ作成コマンドおよび領
域確保コマンドに対するディスクシステムからのホスト
プロセッサ１への応答としては、それぞれ、成功または
失敗を知らせる割り込みがある。

【００４５】ホストプロセッサ１から発行されるコマン
ドのほかに、あるユニット２から他のユニット２へスイ
ッチ４０を介して発行（転送）されるコマンドがある。
そのようなコマンドとして、ホストプロセッサ１からの
リードコマンドおよびライトコマンドの要求を他ユニッ
ト２へ転送するためのリードコマンドおよびライトコマ
ンドがある。さらに、ホストプロセッサ１からの上記領
域確保コマンドを他ユニット２へ転送するための領域確
保要求コマンド、並びに、他ユニット２からの領域確保
要求に対する応答としての領域確保成功および領域確保
失敗のコマンドがある。

【００４６】次に、図１および図４〜７を参照して、本
実施例のユニット２の構成を詳しく説明する。

【００４７】図１は、本実施例の仮想ディスクシステム
の１つのユニット２の内部構成を示す図である。

【００４８】ユニット２には、６台のＳＣＳＩインター
フェースのドライブ１２から構成されるサブユニット１
１が複数実装されている。なお、このサブユニット１１
の数やＳＣＳＩドライブ１２の数は、本発明の効果を得
るには、特に制限は無い。

【００４９】ユニット２は、さらに、チャネルパスディ
レクタ５、２個のクラスタ１３−１，１３−２、および
バッテリバックアップ等により不揮発化された半導体メ
モリであるキャッシュメモリ７を備えている。このキャ
ッシュメモリ７には、制御用のテーブルが格納されてい
る。このテーブルについては、後に詳述する。キャッシ
ュメモリ７およびその中のテーブルは、二つのクラスタ
１３−１，１３−２から共有で使用される。

【００５０】クラスタ１３（１３−１，１３−２）は独
立に動作可能なパスの集合で、各クラスタ１３間におい
ては電源、および回路は全く独立となっている。クラス
タ１３−１は、２個のチャネルパス６−１，６−２、２
個のドライブパス８−１，８−２、およびスイッチパス
１０から構成されている。クラスタ１３−２の構成も同
じである。

【００５１】チャネルパス６（６−１，６−２）は、チ
ャネル４とキャッシュメモリ７との間のパスである。ド
ライブパス８（８−１，８−２）は、キャッシュメモリ
７とドライブ１２との間のパスである。スイッチパス１
０は、キャッシュメモリ７とスイッチ４０との間のパス
である。チャネルパス６、ドライブパス８、およびスイ
ッチパス１０は、キャッシュメモリ７を介して接続され
ている。ホストプロセッサ１より発行されたコマンド
は、外部インターフェースパス４を通ってチャネルパス
ディレクタ５に発行される。

【００５２】２個のクラスタ１３−１，１３−２は、そ
れぞれ、２個のパスで構成される。したがって、１つの
ユニット２は、合計４個のパスを備えている。このこと
から、ユニット２ではホストプロセッサ１からのコマン
ドを同時に４個まで受け付けることが可能である。

【００５３】図４は、図１のクラスタ１３の内部構造を
示した図である。なお、図において、共通のものは＊−
１，＊−２のように同じ番号の後に−１や−２を付けて
示しているが、以下の説明ではこれらの−１，−２など
を除いた番号でそのものを代表させる。例えば、ＭＰ２
０は、ＭＰ２０−１およびＭＰ２０−２の両者を代表す
る。

【００５４】チャネルパスディレクタ５は、各チャネル
４に接続されたインターフェースアダプタ（ＩＦ Ａｄ
ｐ）１５、およびチャネルパススイッチ１６を備えてい
る。チャネルパス６は、チャネルインタフェース（ＣＨ
ＩＦ）２１、データ制御回路（ＤＣＣ）２２、チャネ
ル側キャッシュアダプタ（Ｃ Ａｄｐ）２３、およびマ
イクロプロセッサ（ＭＰ）２０を備えている。チャネル
インタフェース２１は、データ線１８によりチャネルパ
ススイッチ１６と接続されている。

【００５５】キャッシュメモリ７には、仮想ドライブ管
理テーブル３１、ユニット管理テーブル３２、および物
理ドライブ管理テーブル３３が設けられている。ドライ
ブパス８は、ドライブ側キャッシュアダプタ（Ｃ Ａｄ
ｐ）２６、およびドライブインターフェース回路（Ｄｒ
ｉｖｅ ＩＦ）２７を備えている。スイッチパス１０
は、スイッチインターフェース回路（ＳＷ ＩＦ）２
５、データ制御回路（ＤＣＣ）２８、およびスイッチ側
キャッシュアダプタ（Ｃ Ａｄｐ）２４を備えている。

【００５６】９はドライブユニットパスである。１７
は、チャネルパススイッチ１６、チャネルインタフェー
ス１７、データ制御回路２２、チャネル側キャッシュア
ダプタ２３、マイクロプロセッサ２０、キャッシュメモ
リ７、ドライブ側キャッシュアダプタ２６、ドライブイ
ンターフェース回路２７、スイッチインターフェース回
路２５、データ制御回路２８、およびスイッチ側キャッ
シュアダプタ２４を接続する制御信号線である。

【００５７】ホストプロセッサ１から発行されたコマン
ドは、インターフェースアダプタ（以下、ＩＦ Ａｄ
ｐ）１５により取り込まれ、マイクロプロセッサである
ＭＰ２０はクラスタ内の外部インターフェースパス４の
中で使用可能なパスがあるか否かを調べる。使用可能な
外部インターフェースパス４がある場合、ＭＰ２０は、
チャネルパススイッチ１６を切り換えて、コマンドの受
付け処理を行なう。コマンドを受け付けることができな
い場合は、受付不可の応答をホストプロセッサ１へ送
る。

【００５８】図５の上段に、キャッシュメモリ７の内部
の適当な領域に格納されている仮想ドライブ管理テーブ
ル３１を示す。

【００５９】上述したように、ホストプロセッサ１は、
ＣＫＤフォーマット対応の単体ドライブと同じインター
フェースでコマンドを発行してくる。これに対し、本実
施例の仮想ディスクシステムでは、ホストプロセッサ１
が単体と認識しているドライブは、実際は複数のドライ
ブにより構成される仮想的なドライブである。このた
め、ＭＰ２０は、ホストプロセッサ１より指定してきた
仮想ドライブアドレス（ドライブアドレスとＣＣＨＨ）
を、実際にデータが格納されている（または格納する）
物理ドライブに対するドライブアドレスとドライブ内ア
ドレスに変換する必要がある。図５の仮想ドライブテー
ブル３１は、そのような仮想ドライブアドレスから物理
ドライブアドレスへの変換を行うためのテーブルであ
る。

【００６０】仮想ドライブテーブル３１は、ホストプロ
セッサ１から指定される仮想ドライブのドライブアドレ
ス５１、およびその仮想ドライブ内アドレスであるＣＣ
ＨＨ５２のフィールドを備えている。また、仮想ドライ
ブアドレスに対応する物理ドライブのドライブアドレス
５３、およびそのドライブ内アドレスであるＣＣＨＨ５
４のフィールドを備えている。

【００６１】さらに、この仮想ドライブアドレスのデー
タがキャッシュメモリ７内に存在する場合の、そのデー
タのキャッシュメモリ７内のアドレスを格納するキャッ
シュアドレス５５のフィールド、およびキャッシュメモ
リ７内にデータを保持している場合にオン（１）が登録
されるキャッシュフラグ５６のフィールドがある。

【００６２】図５の下段は、１つのユニット内の物理ド
ライブに実際にデータが格納されている様子を示す図で
ある。ＤＲ１，ＤＲ２，…，ＤＲ６は、このユニット内
の物理ドライブのドライブアドレスである。図５の上段
の仮想ドライブ管理テーブル３１では、仮想ドライブア
ドレス５１がＶＤＲ１でＣＣＨＨ５２がＡＤＲ１のデー
タが、物理ドライブアドレス５３がＤＲ１でＣＣＨＨ５
４がＰＡＤＲ１の位置に格納されていることが分かる。
これに対応して図５の下段では、物理ドライブアドレス
がＤＲ１でＣＣＨＨがＰＡＤＲ１の位置に、仮想ドライ
ブアドレスがＶＤＲ１でＣＣＨＨがＡＤＲ１のデータＶ
ＤＲ１−１が格納されている。他のデータについても、
同様に、仮想ドライブ管理テーブル３１に例示した通り
の位置に格納されている。

【００６３】仮想ドライブ管理テーブル３１の物理ドラ
イブアドレス５３にＵＮ２あるいはＵＮ３と記載され、
ＣＣＨＨが空欄（−）のものがあるが、これは当該仮想
ドライブアドレスのデータが他ユニットにあることを示
している。ＵＮ２あるいはＵＮ３は、ユニットを特定す
るユニット番号である。

【００６４】例えば、仮想ドライブアドレス５１がＶＤ
Ｒ１でＣＣＨＨ５２がＡＤＲ３のデータはユニット番号
ＵＮ２である他ユニットにあり、仮想ドライブアドレス
５１がＶＤＲ２でＣＣＨＨ５２がＡＤＲ１のデータはユ
ニット番号ＵＮ３である他ユニットにあることが分か
る。他ユニット内でどの物理ドライブアドレスにデータ
があるかは、他ユニットの仮想ドライブ管理テーブル３
１に記載されている。

【００６５】図６は、キャッシュメモリ７の内部の適当
な領域に格納されている物理ドライブ管理テーブル３３
である。

【００６６】物理ドライブ管理テーブル３３は、そのユ
ニット２にある物理ドライブの空き領域を管理するため
のテーブルである。物理ドライブ管理テーブル３３は、
そのユニット２にある物理ドライブのドライブアドレス
７１のフィールド、およびドライブ内アドレスであるＣ
ＣＨＨのフィールド７２を有する。

【００６７】また、その物理ドライブアドレス７１とＣ
ＣＨＨ７２とにより指定される物理ドライブのトラック
（ＣＣＨＨ）毎に、そのトラックが既に仮想ドライブの
領域として割当てられている場合にオン（１）が登録さ
れる仮想ドライブ割り当てフラグ７３のフィールドを有
する。さらに、物理ドライブ毎に、仮想ドライブの領域
として割り当てられていないトラック、すなわち空きト
ラックの数を保持するフィールド７４を有する。

【００６８】図７は、キャッシュメモリ７の内部の適当
な領域に格納されているユニット管理テーブル３２であ
る。

【００６９】ユニット管理テーブル３２は、ユニット番
号からスイッチアドレスを求めるためのテーブルであ
る。６１がユニット番号のフィールド、６２がそのユニ
ット番号６１に対応するスイッチアドレスのフィールド
である。ユニット番号は、各ユニットに固有の番号であ
る。スイッチアドレスは、スイッチ４０を介して当該ユ
ニットにコマンドを発行するときに指定するアドレスで
ある。

【００７０】これらの、テーブル３１、３２、３３は、
システムの電源をオンしたときに、ＭＰ２０により、特
定のドライブ１２からキャッシュメモリ７に自動的に読
み込まれる。一方、電源をオフするときは、ＭＰ２０に
より、キャッシュメモリ７内のそれぞれのテーブルが元
のドライブ内領域に自動的に格納される。

【００７１】次に、本実施例の仮想ディスクシステムの
具体的なＩ／Ｏ処理について詳しく説明する。具体的に
は、あるユニット２で外部から（ホストプロセッサ１ま
たは他のユニット２から）各種のコマンドを受けたとき
にＭＰ２０が実行する処理について説明する。以下で
は、ホストからのリード／ライト処理、他ユニット
からのリード／ライト処理、ホストからの仮想ドライ
ブ作成処理、ホストからの領域確保処理、他ユニッ
トからの領域確保処理の順に説明する。

【００７２】まず、ホストプロセッサ１から、すなわ
ちパス４を介してリード／ライト（読み込み／書き込
み）コマンドを受取った場合の処理の全体の流れを説明
する。

【００７３】図８は、ホストプロセッサ１からリード／
ライトコマンドを受取った場合のＭＰ２０の処理の流れ
を示す。ホストプロセッサ１からコマンドを受取ると、
ＭＰ２０は、仮想ドライブ管理テーブル３１（図５）を
参照して、アクセスの対象となる物理ドライブアドレス
を求める（ステップ１０１）。次に、その対象となる物
理ドライブが、自ユニット内のものか他ユニット内のも
のかを判別する（ステップ１０２）。

【００７４】対象となる物理ドライブ１２が自ユニット
にある場合は、自ユニットにおいてリード／ライト処理
を行う（ステップ１０３）。対象となる物理ドライブ１
２が他ユニットにある場合は、仮想ドライブ管理テーブ
ル３１（図５）の物理ドライブアドレス５３のフィール
ドに書かれているユニット番号からユニット管理テーブ
ル３２（図７）を参照して対象ユニットのスイッチアド
レス５４を求める（ステップ１０４，１０５）。そし
て、スイッチパス１０を介して、求めたスイッチアドレ
スの対象ユニットへ、リード／ライトコマンドを発行
（転送）するよう指示する（ステップ１０６）。他ユニ
ットへリード／ライトコマンドを発行するときは、ホス
トプロセッサ１から受けたオペランドも含めて他ユニッ
トへ転送する。

【００７５】自ユニットにおけるリード／ライトコマン
ドの処理について、図４を用いて、詳細に説明する。以
下の説明は、上述した図８の処理の全体の流れのうち、
ステップ１０１→ステップ１０２→ステップ１０３の処
理を詳しく説明するものである。これは、自ユニットに
アクセス対象の領域がある場合であり、従来のディスク
システムと同様の動作である。

【００７６】図４を参照して、ホストプロセッサ１より
発行されたコマンドは、ＩＦ Ａｄｐ１５を介して取り
込まれ、ＭＰ２０によりリード（読み出し）要求かライ
ト（書き込み）要求か解読される。

【００７７】まず、読み出し要求の場合の処理方法を以
下に示す。ＭＰ２０が読み出し要求のコマンドを認識す
ると、ＭＰ２０は送られてきた仮想ドライブアドレスか
ら仮想ドライブ管理テーブル３１（図５）を参照し、当
該データの物理ドライブアドレスへの変換を行ない、さ
らにそのデータがキャッシュメモリ７内に存在するかど
うかをキャッシュフラグ５６を調べて判定する。

【００７８】キャッシュフラグ５６がオンでキャッシュ
メモリ７内に格納されている場合（キャッシュヒット）
は、ＭＰ２０が、キャッシュメモリ７から当該データを
読みだす制御を開始する。一方、キャッシュメモリ７内
に当該データが無い場合（キャッシュミス）は、当該ド
ライブ１２へその内部の当該データを読みだす制御を開
始する。

【００７９】キャッシュヒット時の処理について説明す
る。ＭＰ２０は、求めたキャッシュアドレス５５を用い
て、キャッシュメモリ７へ当該データを読み出しに行
く。具体的には、ＭＰ２０の指示の元で、キャッシュア
ダプタ回路（Ｃ Ａｄｐ）２３によりキャッシュメモリ
７から当該データは読み出される。Ｃ Ａｄｐ２３は、
キャッシュメモリ７に対するデータの読み出しおよび書
き込みをＭＰ２０の指示で行う回路であり、キャッシュ
メモリ７の状態の監視、各読み出し、書き込み要求に対
し排他制御を行う回路である。

【００８０】Ｃ Ａｄｐ２３により読み出されたデータ
は、データ制御回路（ＤＣＣ）２２の制御によりチャネ
ルインターフェース回路（ＣＨ ＩＦ）２１に転送され
る。ＣＨ ＩＦ２１では、チャネルインターフェースの
プロトコルに変換し、チャネルインターフェースに対応
する速度に速度調整する。具体的には、ホストプロセッ
サ１とユニット２との間のチャネルインターフェースを
光のインターフェース（光チャネル）にした場合、光の
インターフェースのプロトコルを、ユニット２内では電
気処理でのプロトコルに変換する。ＣＨ ＩＦ２１にお
けるプロトコル変換および速度調整後は、チャネルパス
ディレクタ５において、チャネルパススイッチ１６が外
部インターフェースパス４を選択しＩＦ Ａｄｐ１５に
よりホストプロセッサ１へデータ転送を行なう。

【００８１】一方、キャッシュミス時は、以下のように
処理される。ＭＰ２０は、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２７に対
し、当該ドライブ１２への読み出し要求を発行するよう
に指示する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２７では、ＳＣＳＩの読
み出し処理手順に従って、読み出しコマンドをドライブ
ユニットパス９−１または９−２を介して発行する。

【００８２】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２７から読み出しコマン
ドを発行された当該ドライブ１２においては、指示され
たドライブ内アドレスへ読み書きヘッドをシークし、回
転待ちのアクセス処理を行なう。当該ドライブ１２にお
けるアクセス処理が完了した後、当該ドライブ１２は当
該データを読み出し、ドライブユニットパス９を介して
Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２７へ転送する。

【００８３】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２７では、転送されてき
た当該データをドライブ側のキャッシュアダプタ回路
（Ｃ Ａｄｐ）２６に転送し、Ｃ Ａｄｐ２６ではキャ
ッシュメモリ７にデータを格納する。このとき、Ｃ Ａ
ｄｐ２６は、キャッシュメモリ７にデータを格納するこ
とをＭＰ２０に報告する。ＭＰ２０は、この報告に基づ
いて、仮想ドライブ管理テーブル３１（図５）の当該エ
ントリのキャッシュフラグ５６をオン（１）にし、キャ
ッシュアドレス５５にキャッシュメモリ７内のデータを
格納したアドレスを登録する。その後は、キャッシュヒ
ット時と同様な手順でホストプロセッサ１へ当該データ
を転送する。

【００８４】一方、書き込み時は以下のように処理され
る。まず、ＭＰ２０は、ホストプロセッサ１から書込み
要求のコマンドを受け取った後、コマンドを受け取った
ＭＰ２０が所属するクラスタ１３内の各チャネルパス６
において処理可能かどうかを調べ、可能な場合は処理可
能だという応答をホストプロセッサ１へ返す。

【００８５】ホストプロセッサ１では、処理可能だとい
う応答を受け取った後に、当該ユニット２へデータを転
送する。このとき、ユニット２では、ＭＰ２０の指示に
より、チャネルパスディレクタ５のチャネルパススイッ
チ１６が当該外部インターフェースパス４とＩＦ Ａｄ
ｐ１５を当該チャネルパス６と接続し、ホストプロセッ
サ１とユニット２との間の接続を確立する。ホストプロ
セッサ１とユニット２との間の接続を確立した後、ホス
トプロセッサ１からのデータ転送を受け付ける。

【００８６】ホストプロセッサ１から転送されてきた書
き込みデータは、ＭＰ２０の指示により、ＣＨ ＩＦ２
１によるプロトコル変換が施され、外部インターフェー
スパス４での転送速度からユニット２内での処理速度に
速度調整される。ＣＨ ＩＦ２１におけるプロトコル変
換および速度制御の完了後、データはＤＣＣ２２による
データ転送制御を受け、Ｃ Ａｄｐ２３に転送され、Ｃ
Ａｄｐ２３によりキャッシュメモリ７内に格納され
る。

【００８７】このとき、読み出しと同様に仮想ドライブ
管理テーブル３１（図５）によりアドレス変換を行い、
物理デバイスアドレスを求める。また、ホストプロセッ
サ１から送られてきた情報が書き込みデータの場合は、
キャッシュメモリ７に格納したアドレスをキャッシュア
ドレス５５に登録する。このとき、書き込みデータをキ
ャッシュメモリ７内に保持するときは、キャッシュフラ
グ５６をオン（１）とし、保持しない場合はオフ（０）
とする。

【００８８】このようにキャッシュメモリ７に新データ
を格納したのをＭＰ２０が確認したら、ＭＰ２０は、書
込み処理の完了報告をホストプロセッサ１に対しチャネ
ル４を介して報告する。

【００８９】なお、キャッシュメモリ７内に保持されて
いる新データに対し、さらに書き込み要求がホストプロ
セッサ１から発行された場合は、キャッシュメモリ７内
に保持されている新データを書き替える。その後、Ｄｒ
ｉｖｅ ＩＦ２７に対し、各々の当該ドライブ１２に対
し書き込み処理を行なうように指示する。

【００９０】ドライブ１２への書込みが完了すると、当
該ドライブ１２はＤｒｉｖｅ ＩＦ２７に完了報告を行
ない、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２７がこの完了報告を受け取っ
たことを、ＭＰ２０に報告する。このとき、ＭＰ２０
は、この新データをキャッシュメモリ７上に残さない場
合は、この報告を元にテーブル３１のキャッシュフラグ
５６をオフ（０）にする。キャッシュメモリ７内に書き
込む新データを保持する場合は、書き込み後のキャッシ
ュアドレス５５に、キャッシュメモリ７内の新データが
格納されているアドレスを登録し、キャッシュフラグ５
６をオン（１）とする。

【００９１】次に、他ユニットからのリード／ライト
処理の要求を受取ったときの処理の流れを説明する。こ
れは、図８のステップ１０６で発行されたリード／ライ
ト要求を受け取ったユニット２における処理である。

【００９２】図９に、他ユニット２からのリード／ライ
トコマンドをスイッチパス１０から受取ったときの処理
の流れを示す。

【００９３】まず、ＭＰ２０は、仮想ドライブ管理テー
ブル３１（図５）を参照して、アクセスの対象となる物
理ドライブアドレスを求める（ステップ１１１）。次
に、スイッチパス１０から受けたリード／ライトコマン
ドを、通常のリード／ライトコマンドと同様に処理する
（ステップ１２２）。

【００９４】この図９の処理の詳細は、上記で図４を
参照して説明した処理手順とほぼ同じである。ただし、
上記ではホストプロセッサ１から発行されたコマンド
がパス４を介してＭＰ２０に入力するが、図９の処理で
は他ユニット２からスイッチパス１０を介してＭＰ２０
に入力する。

【００９５】また、他ユニット２からのコマンドが読み
出し要求であったときの処理手順は、上記で図４を参
照して説明した読み出し要求の場合の処理方法と同じで
ある。本実施例のホストプロセッサ１は要求を発行した
チャネルとその要求に対する応答の割り込みが返ってく
るチャネルとは、異なっていてもかまわないから、他ユ
ニットから転送された読み出し要求コマンドに対して
も、読み出しデータは直接ホストプロセッサ１に返すよ
うにしている。

【００９６】他ユニットからのコマンドが書き込み要求
であったときの処理手順も、上記で図４を参照して説
明した書き込み時の処理と同様である。ただし、上記
では書き込みデータはホストプロセッサ１からチャネル
パス６を介して転送されてくるが、図９の処理ではスイ
ッチパス１０を介して他ユニットから書き込みデータが
転送されてくる。

【００９７】次に、図１０を参照して、ホストプロセ
ッサ１から仮想ドライブ作成コマンドを受け取った場合
の処理の流れを説明する。ホストプロセッサ１は、仮想
ドライブの管理元のユニット番号と仮想ドライブアドレ
スとをオペランドとして仮想ドライブ作成コマンドを発
行する。オペランドで指定された管理元ユニットでは、
以下の処理を行う。

【００９８】ホストプロセッサ１から仮想ドライブ作成
コマンドを受け取ると、ＭＰ２０は、仮想ドライブ管理
テーブル３１（図５）の空きエントリを確保し（ステッ
プ１４１）、コマンドのオペランドとして受け取った作
成すべき仮想ドライブのアドレスをフィールド５１に設
定する（ステップ１４２）。

【００９９】次に、図１１を参照して、ホストプロセ
ッサ１から領域確保コマンドを受け取った場合の処理の
流れを説明する。ホストプロセッサ１は、仮想ドライブ
アドレスと実際の領域を確保するユニットのユニット番
号と物理ドライブアドレスと確保トラック数とをオペラ
ンドとして領域確保コマンドを発行する。当該仮想ドラ
イブアドレス（オペランドで指定された仮想ドライブア
ドレス）の仮想ドライブの管理元のユニット２では、以
下の処理を行う。

【０１００】ホストプロセッサ１から領域確保コマンド
を受け取ると、ＭＰ２０は、実際に領域を確保するユニ
ットとしてオペランドで指定されたユニットが、自ユニ
ットであるか他ユニットであるかを判別する（ステップ
１２１）。指定ユニットが他ユニットならば、ユニット
管理テーブル（図７）を参照して、指定ユニットのスイ
ッチアドレスを求める（ステップ１２２）。そして、ス
イッチパス１０を介して当該スイッチアドレスのユニッ
トへ領域確保要求コマンドを発行（転送）する（ステッ
プ１２３）。他ユニット２への領域確保要求コマンド発
行においては、ホストプロセッサ１から受けたオペラン
ドも含めて転送する。

【０１０１】ステップ１２１で指定ユニットが自ユニッ
トのときは、物理ドライブ管理テーブル３３（図６）を
参照して、コマンドのオペランドで指定された物理ドラ
イブアドレスのドライブの空きトラック数７４を読み出
し、その空きトラック数がオペランドで指定された確保
トラック数以上であるか否かを判別する（ステップ１２
４）。空きトラック数が、指定された確保トラック数よ
り小さいときは、その確保トラック数分のトラックは確
保できないということだから、ホストプロセッサ１に領
域確保失敗の割り込みを返す（ステップ１２５）。

【０１０２】ステップ１２４で空きトラック数が指定さ
れた確保トラック数以上のときは、物理ドライブ管理テ
ーブル３３（図６）のエントリのうち、コマンドのオペ
ランドで指定された物理ドライブアドレスの先頭エント
リからサーチし、仮想ドライブ割り当てフラグ７３がゼ
ロのエントリを確保トラック数分だけ確保する。そし
て、確保したエントリの仮想ドライブ割り当てフラグ７
３を１に設定し、その指定ドライブの空きトラック数７
４を確保トラック数だけマイナスして更新する（ステッ
プ１２６）。

【０１０３】次に、仮想ドライブ管理テーブル３１（図
５）において、オペランドで指定された仮想ドライブア
ドレスの空きトラックエントリに、トラックアドレス
（ＣＣＨＨ）５２とステップ１２６で確保したトラック
の物理ドライブアドレス５３とＣＣＨＨ５４とを設定す
る（ステップ１２７）。そして、ホストプロセッサ１に
領域確保成功の割り込み応答を返す（ステップ１２
８）。

【０１０４】次に、図１２を参照して、他ユニット２
から領域確保要求または応答のコマンドを受け取った場
合の処理について説明する。

【０１０５】まず、ＭＰ２０は、受け取ったコマンド
が、領域確保要求のコマンドか応答のコマンドかを判別
する（ステップ１６１）。領域確保要求は、上記の図
１１のステップ１２３で発行されるコマンドである。受
け取ったコマンドが他ユニット２からの領域確保要求で
ある場合は、ステップ１６６〜１７０でそのような領域
確保要求を受け取った側のユニット２における処理を行
う。応答のコマンドとは、領域確保要求を他ユニット２
に出し、それを受けたユニットが領域確保処理を行った
結果を知らせる応答である。応答のコマンドを受けたユ
ニット２における処理は、ステップ１６２〜１６５であ
る。

【０１０６】ステップ１６１で受け取ったコマンドが領
域確保要求であるときに実行するステップ１６６〜１７
０の処理は、上記の図１１のステップ１２４〜１２８
とほぼ同じである。ただし、図１１のステップ１２５お
よび１２８ではホストプロセッサ１に領域確保失敗ある
いは成功の割り込みを返しているが、図１２のステップ
１６７および１７０ではスイッチパス１０を介して要求
発行元のユニット２に応答を返すようにしている点が異
なる。

【０１０７】ステップ１６１で受け取ったコマンドが領
域確保に対する応答であるときは、領域確保の成功の応
答かあるいは失敗の応答かを判別する（ステップ１６
２）。領域確保失敗の応答ならば、ホストプロセッサ１
に領域確保失敗の割り込みを返す（ステップ１６３）。

【０１０８】ステップ１６２で領域確保成功の応答なら
ば、仮想ドライブ管理テーブル３１（図５）の該当する
仮想ドライブの物理ドライブアドレス５３に、応答を送
ったユニットの番号を設定し（ステップ１６４）、ホス
トプロセッサ１に領域確保成功の割り込み応答を返す
（ステップ１６５）。

【０１０９】上記実施例によれば、仮想ドライブ管理テ
ーブル３１（図５）により仮想ドライブアドレスと物理
ドライブアドレスとの対応を取っているので、上位装置
からは従来ドライブを同じインターフェースでアクセス
できる仮想ドライブが見えるようにできる。仮想ドライ
ブは実際は複数の物理ドライブ上に構成されており、複
数の物理ドライブの統合的な管理が実現される。さら
に、ユニットを増設して仮想ドライブ作成コマンドや領
域確保コマンドを用いて、容易に仮想ドライブの作成お
よび領域の確保を行うことができる。

【０１１０】図１３は、上記実施例の一変形例を示す。
上記実施例では、図２に示したように、ユニット群２は
チャネル４によりホストプロセッサ１と接続されると同
時に、スイッチ４０とスイッチ線３によっても接続され
ている。そして、ユニット２間のコマンドは、スイッチ
４０を介して転送される構成となっている。

【０１１１】図１３は、その一変形例を示すもので、ユ
ニット２間のコマンド転送をチャネル４とチャネルディ
レクタ４５により行うものである。チャネルディレクタ
４５は、ＩＢＭ社のＥＳ／９０００シリーズ（商品名）
のチャネルディレクタ装置のような公知の技術を用いた
ものである。

【０１１２】この変形例では、ユニット間２を接続する
スイッチという特別なハードウエアが不要であり、すべ
てチャネル４でコマンド転送が可能となり、ユニット２
の構成を単純化でき、コストも少なくできるという利点
がある。

【０１１３】なお、上記実施例では、磁気ディスクドラ
イブを用いた例を説明したが、磁気ディスクドライブに
限らず、光ディスク装置など他の記憶装置を用いてもよ
い。

【０１１４】

【発明の効果】本発明によれば、多数の物理ドライブが
実装されていても、それらを少数の仮想ディスクボリュ
ームとして、ホストプロセッサからアクセスすることが
できるので、ドライブの統合的な管理が実現でき、シス
テム管理者のファイル管理が容易となる。また、ホスト
プロセッサからは従来と互換性のある仮想ディスクボリ
ュームのみが見えており、従来と同様の方法で仮想ディ
スクボリュームにアクセスできるので、ソフトウェアの
変更が不要である。

【０１１５】また、ドライブを増設した場合は、既存の
仮想ディスクボリュームの容量拡張とすることができる
ので、新たなディスクボリュームのシステムへの追加や
ファイルの新ディスクボリュームへの移動作業が不要で
あり、増設が容易となる。また、統合管理の処理はすべ
てディスクシステム側で行なうのでホストプロセッサの
負荷とならない。さらに、ディスクシステムの複数のユ
ニットで処理を分担できるので、特定の制御装置に負荷
が集中せず、高性能なディスクシステムを実現すること
ができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】実施例の仮想ディスクシステムのユニットの構
成図である。

【図２】仮想ドライブの概念図である。

【図３】実施例の仮想ディスクシステムの構成図であ
る。

【図４】実施例のユニットの詳細構成図である。

【図５】実施例の仮想ドライブ管理テーブルの構造図で
ある。

【図６】実施例の物理ドライブ管理テーブルの構造図で
ある。

【図７】実施例のユニット管理テーブルの構造図であ
る。

【図８】実施例のホストプロセッサからのリード／ライ
ト処理のフローチャートである。

【図９】実施例の他ユニットからのリード／ライト処理
のフローチャートである。

【図１０】実施例のホストプロセッサからの仮想ドライ
ブ作成処理のフローチャートである。

【図１１】実施例のホストプロセッサからの領域確保処
理のフローチャートである。

【図１２】実施例の他ユニットからの領域確保処理のフ
ローチャートである。

【図１３】変形例の全体構成図である。

【符号の説明】

１…ホストプロセッサ、２…ユニット、５…チャネルパ
スディレクタ、６…チャネルパス、７…キャッシュメモ
リ、８…ドライブパス、１０…スイッチパス、１１…サ
ブユニット、１２…ドライブ、１３…クラスタ、１５…
インターフェースアダプタ、１６…チャネルパススイッ
チ、１８…データ線、２０…マイクロプロセッサ、２１
…チャネルインターフェース回路、２２…データ制御回
路、２３…チャネル側キャッシュアダプタ、２４…スイ
ッチ側キャッシュアダプタ、２５…スイッチインターフ
ェース回路、２６…ドライブ側キャッシュアダプタ、２
７…ドライブインターフェース回路、３１…仮想ドライ
ブ管理テーブル、３２…ユニット管理テーブル、４０…
スイッチ。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平５−334006（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−108273（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−178743（ＪＰ，Ａ) 特開 昭60−77256（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 3/06 - 3/08 G06F 12/00 G11B 20/10 - 20/16

Claims (7)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】ホストプロセッサに物理的に接続され、複
   数の物理ドライブと該複数の物理ドライブへのアクセス
   を制御するアクセス制御回路とを備えたユニットを複数
   備えるとともに、前記ホストプロセッサに対しては１台
   の仮想ドライブとしてのインターフェースを提供する仮
   想ディスクシステムであって、前記各ユニットは、それらのユニットが前記ホストプロ
   セッサに対して提供する外部インターフェースパスとは
   異なるパスであるスイッチにより相互に接続されてお
   り、 前記各ユニットは、 前記ホストプロセッサから与えられる仮想ドライブの論
   理アドレスを前記複数の物理ドライブの物理アドレスに
   変換するアドレス変換手段と、 前記ホストプロセッサから前記外部インターフェースパ
   ス経由で仮想ドライブの論理アドレスを指定したアクセ
   ス要求があったときは、前記アドレス変換手段により、
   指定された論理アドレスを前記複数の物理ドライブの物
   理アドレスに変換するとともに、そのアクセス要求を自
   ユニットのアクセス制御回路に転送するか、他ユニット
   のアクセス制御回路に前記スイッチ経由で転送するかを
   選択する手段とを備えたことを特徴とする仮想ディスク
   システム。
2. 【請求項２】ホストプロセッサに物理的に接続され、複
   数の物理ドライブと該複数の物理ドライブへのアクセス
   を制御するアクセス制御回路とを備えたユニットを複数
   備えるとともに、前記ホストプロセッサに対しては１台
   の仮想ドライブとしてのインターフェースを提供する仮
   想ディスクシステムであって、前記各ユニットは、それらのユニットが前記ホストプロ
   セッサに対して提供する外部インターフェースパスとは
   異なるパスであるスイッチにより相互に接続されてお
   り、 前記各ユニットは、 前記ホストプロセッサから与えられる仮想ドライブの論
   理アドレスを前記複数の物理ドライブの物理アドレスに
   変換するためのテーブルであって、その論理アドレスに
   対応する物理ドライブが自ユニット内にあるか他ユニッ
   ト内にあるかを判別できる情報を保持するテーブルを格
   納した記憶手段と、 前記ホストプロセッサから仮想ドライブの論理アドレス
   を指定したアクセス要求があったときは、前記テーブル
   を用いて、指定された論理アドレスを前記複数の物理ド
   ライブの物理アドレスに変換するとともに、その変換結
   果により、アクセスすべき物理ドライブが自ユニット内
   のものであるときはアクセス要求を自ユニットのアクセ
   ス制御回路に転送し、アクセスすべき物理ドライブが他
   ユニット内のものであるときはアクセス要求を該他ユニ
   ットのアクセス制御回路に前記スイッチ経由で転送する
   手段と、 自ユニット内のアクセス要求であるか他ユニットから転
   送されてきたアクセス要求であるかにかかわらず、受け
   取ったアクセス要求に応じて自ユニット内の物理ドライ
   ブをアクセスし、そのアクセス結果を、直接、前記ホス
   トプロセッサに応答するアクセス制御回路と を備えたこ
   とを特徴とする仮想ディスクシステム。
3. 【請求項３】前記テーブルは、仮想ドライブの論理アド
   レスを保持するフィールドとそれに対応する物理ドライ
   ブの物理アドレスを保持するフィールドとを有し、該論
   理アドレスに対応する物理ドライブが自ユニット内にあ
   るときは、該物理アドレスのフィールドに、該物理ドラ
   イブを特定するドライブアドレスとそのドライブ内アド
   レスとを保持し、該論理アドレスに対応する物理ドライ
   ブが他ユニット内にあるときは、該物理アドレスのフィ
   ールドに、該他ユニットを特定する情報を保持すること
   を特徴とする請求項２に記載の仮想ディスクシステム。
4. 【請求項４】前記ホストプロセッサから仮想ドライブの
   作成要求が送られてきたときに、前記テーブルの論理ア
   ドレスを保持するフィールドの空きエントリを確保し、
   作成すべき仮想ドライブの論理アドレスを該フィールド
   に設定する手段を、さらに備えたことを特徴とする請求
   項３に記載の仮想ディスクシステム。
5. 【請求項５】前記ホストプロセッサから仮想ドライブの
   領域確保要求が送られてきた場合、領域を確保するユニ
   ットとして自ユニットが指定されているときは、自ユニ
   ット内の物理ドライブの空き領域を確保して前記テーブ
   ルの物理アドレスを保持するフィールドに、確保した空
   き領域の物理ドライブのドライブアドレスとそのドライ
   ブ内アドレスとを格納し、領域を確保するユニットとし
   て他ユニットが指定されているときは、該指定されてい
   る他ユニットに領域確保要求を転送する手段を、さらに
   備えたことを特徴とする請求項４に記載の仮想ディスク
   システム。
6. 【請求項６】前記他のユニットから仮想ドライブの領域
   確保要求が送られてきた場合は、自ユニット内の物理ド
   ライブの空き領域を確保して、前記テーブルの物理アド
   レスを保持するフィールドに、確保した空き領域の物理
   ドライブのドライブアドレスとそのドライブ内アドレス
   とを格納し、領域確保要求の要求元のユニットに応答を
   返す手段を、さらに備えたことを特徴とする請求項５に
   記載の仮想ディスクシステム。
7. 【請求項７】前記ユニット単位で増設を行うことを特徴
   とする請求項１から６のいずれか１つに記載の仮想ディ
   スクシステム。