JP2000029635A

JP2000029635A - 記憶制御装置

Info

Publication number: JP2000029635A
Application number: JP10192663A
Authority: JP
Inventors: Akira Yamamoto; 山本　　彰
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1998-07-08
Filing date: 1998-07-08
Publication date: 2000-01-28
Also published as: US6253283B1; EP0971286A2; EP0971286A3; US20010013085A1

Abstract

(57)【要約】【課題】メインフレームとオープンシステム、例えば、
ＵＮＩＸサーバ、ＰＣサーバ、それぞれがアクセスする
データを共通に格納するディスクアレイと、メインフレ
ームとオープンシステムを接続するインターフェイスを
同一にすることにより、計算機システムの管理工数の低
減、使い易さの向上を図る点にある。【解決手段】メインフレームのプロセッサに可変長記録
形式と固定長記録形式の変換機能をもたせ、さらに、メ
インフレームの筐体の外のディスクアレイと固定長のイ
ンターフェイスで接続する機能を持たせる。これによ
り、固定長記録形式のインターフェイスを備えたディス
クアレイに、メインフレームとＵＮＩＸサーバとＰＣサ
ーバ、それぞれがアクセスするデータを共通に格納する
ことが可能になる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、メインフレーム、
ＵＮＩＸサーバ、ＰＣサーバ、および、これらの装置と
接続されたストレージシステムから構成される複合計算
機システムにおけるデータアクセス方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】本発明に関する公知例として、以下の技
術が開示されている。

【０００３】メインフレームにおいては、データの記録
形式として、可変長の記録形式が採用されいる。

【０００４】一方、メインフレーム以外のＵＮＩＸサー
バ、ＰＣサーバなどのオープンシステムでは、固定長の
データ記録形式が採用されている。

【０００５】近年、固定長の記録形式のディスク装置の
高密度化、高性能化の進展が急速に進んでいる。

【０００６】一方、以下に示すＰａｔｔｅｒｓｏｎの論
文が知られている。

【０００７】エー．シー．エム．シグモッドコンファ
レンスプロシーディング，1988年，6月,ページ１０９
ー１１６（D.Patterson,et al:A Case for Redundant A
rraysof Inexpensive Disks(RAID),ACM SIGMOD confere
nce proceeding,Chicago,IL,June1-3,1988,pp.109-11
6）Ｐａｔｔｅｒｓｏｎの論文は、ディスクアレイ上の
データ配置に関する技術を開示したものである。

【０００８】ディスクアレイは、ディスクシステムの高
性能化、高信頼化を実現するための機構である。ディス
クアレイでは、高性能化のために、物理的には複数のデ
ィスク装置を、処理装置に対しては１台のディスク装置
に見せかける。一方、高信頼化のためには、データを格
納したディスク装置に障害が発生した場合、データの回
復を行うための冗長データを別のディスク装置に格納し
ておく。

【０００９】以上のコンセプトに基づき、計算機システ
ムにおいては、ディスクアレイが一般化している。ディ
スクアレイは、個々のディスク装置と各ディスク装置を
コントロールするディスクアレイコントローラより構成
されることが多い。

【００１０】ＵＮＩＸサーバ、ＰＣサーバでは、固定長
のデータ記録形式を用いているため、サーバとディスク
アレイコントローラの間のインターフェイスは、固定長
の記録形式のインターフェイスが採用される。また、デ
ィスクアレイ内部の、個々のディスク装置も、固定長の
記録形式をもつため、ディスクアレイコントローラ都デ
ィスク装置の間のインターフェイスも固定長の記録形式
のインターフェイスを用いるのが一般的である。

【００１１】メインフレーム用のディスクアレイの場
合、文献「メインフレーム‘９８」日経ＢＰ社ｐ１２８
―１２９に見られるように、固定長の記録形式のディス
ク装置の高密度化、高性能化の進展に伴い、個々のディ
スク装置には、固定長の記録形式のディスク装置を用い
るのが一般的になっている。そして、ディスクアレイコ
ントローラは、キャッシュメモリを利用して、固定長と
可変長の記録形式の変換機能をもち、メインフレームホ
ストとディスクアレイコントローラは、可変長の記録形
式のインターフェイスで接続する。可変長の記録形式の
インターフェイスでは、文献：ジョン・ヘネシー，デビ
ット・パターソン著「コンピュータ・アーキテクチャ」
ｐ５７２―５７４に示されるように、メインフレームか
らの入出力要求は、ＣＣＷ（ＣｈａｎｎｅｌＣｏｍｍ
ａｎｄＷｏｒｄ）と呼ばれる複数個の入出力コマンド
により構成される。複数個のＣＣＷは、ＣＣＷチェイン
と呼ばれる。これらのＣＣＷチェインは、メインフレー
ムのオペレーティングシステムが、アプリケーションか
らの要求にしたがって、作成する。

【００１２】近年の計算機センタは、メインフレームと
ＵＮＩＸサーバとＰＣサーバの混在系で構成されること
が多い。このような構成において、ディスクアレイの管
理を容易にするため、メインフレームとＵＮＩＸサーバ
とＰＣサーバ、それぞれがアクセスするデータを共通に
格納することにより、ディスクアレイを一元化する要求
が高い。このような要求に答えるため、「メインフレー
ム‘９８」，日経ＢＰ社，ｐ１４５に見られるように、
メインフレームに接続するための可変長記録形式のイン
ターフェイスと、ＵＮＩＸサーバとＰＣサーバに接続す
るための固定長記録形式のインターフェイスの双方を備
えたディスクアレイが開発されている。

【００１３】特願平８ー７１３６号では、可変長記録形
式のインターフェイスと、固定長記録形式のインターフ
ェイスの双方を備えたディスクアレイに格納されたメイ
ンフレームのデータを、オープンシステムからアクセス
する技術が開示されている。本技術では、ディスクアレ
イ内で、可変長／固定長記録形式変換を行って、固定長
記録形式のディスク装置に格納したメインフレームのデ
ータを、ディスクアレイが有するもう一方の固定長記録
形式のインターフェイスを通じて、オープンシステムの
サーバ上に、固定長記録形式のディスク装置に格納した
そのままの形で取り出す。オープンシステムのサーバ上
では、可変長／固定長記録形式変換を行って、メインフ
レームのデータを取り出す。

【００１４】一方、メインフレームにおいても、プロセ
ッサのＣＭＯＳ化に伴い、低価格化、小型化が進んでい
る。「メインフレーム‘９８」，日経ＢＰ社，ｐ５３―
５４に記載されている，IBM社 Multiprise 2000 server
に見られるように、メインフレームの筐体に、固定長記
録形式のディスクを内蔵させる技術が開示されている。
メインフレームのプロセッサに、固定長記録形式のディ
スクを直接接続し、別のメインフレームのプロセッサ上
のオペレーティングシステムが生成したＣＣＷチェイン
を解釈し、固定長記録形式のディスクにアクセスし、固
定長／可変長記録形式の変換を行い、入出力要求を実行
する。なお、固定長／可変長記録形式の変換は、主記憶
の一部を、ディスクキャッシュとして用いることによ
り、実現する。これにより、既存のオペレーティングシ
ステム、アプリケーションを変更することなく、メイン
フレームの筐体に内蔵させた小型ディスクを利用するこ
とができるため、メインフレームの小型化、低価格化が
可能となる。前出のIBM Multiprise 2000 serverと異な
る点は、メインフレームのプロセッサ上のオペレーティ
ングシステムが生成したＣＣＷチェインを解釈している
点であり、これにより、既存のオペレーティングシステ
ム、アプリケーションを変更する必要がなくなる。

【００１５】

【発明が解決しようとする課題】すでに述べたように、
近年の計算機センタは、メインフレームとＵＮＩＸサー
バとＰＣサーバの混在系で構成されることが多い。この
ような構成において、メインフレームとＵＮＩＸサーバ
とＰＣサーバ、それぞれがアクセスするデータを共通に
格納するためには、可変長記録形式のインターフェイス
と、固定長記録形式のインターフェイスの双方を備えた
ディスクアレイが必要であった。しかし、可変長記録形
式のインターフェイスと、固定長記録形式のインターフ
ェイスでは、インターフェイスを構成する装置などが異
なり、計算センタでは、２種類の異なったインターフェ
イスを構成する装置を管理する煩雑さがあった。

【００１６】本発明の目的は、固定長記録形式のインタ
ーフェイスを備えたディスクアレイに、メインフレーム
とＵＮＩＸサーバとＰＣサーバ、それぞれがアクセスす
るデータを共通に格納することを可能にする計算機シス
テム構成を提供することにある。さらに、本発明では、
固定長記録形式のインターフェイスを備えたディスクア
レイに、ＵＮＩＸサーバとＰＣサーバ、加えて、複数の
メインフレーム、それぞれがアクセスするデータを共通
に格納することを可能にする計算機システム構成を提供
する。

【００１７】

【課題を解決するための手段】前出のIBM Multiprise 2
000 serverで開示されている技術では、メインフレーム
のプロセッサに、固定長記録形式のインターフェイスで
接続されているのは、筐体に内蔵されている固定長のデ
ィスク装置であり、筐体の外とのストレージ、すなわ
ち、他のメインフレーム等のホストと共有するストレー
ジに対しては、固定長記録形式のインターフェイスを有
してはいない。すなわち、IBM Multiprise2000 server
で開示されている技術は、メインフレームの装置の小型
化や低価格化、高性能化を目的としたもので、本発明で
解決を狙った課題とは別の課題の解決を目的としたもの
である。

【００１８】本発明では、メインフレームに、筐体の外
とのストレージに対しても、固定長記録形式のインター
フェイスを持たせる。すなわち、筐体の外に出る接続機
器に、固定長記録形式の接続機器を用いることになる。

【００１９】筐体の外のストレージとの固定長インター
フェイスをサポートした機器を接続したプロセッサは、
他のプロセッサにより生成されたＣＣＷチェインを、固
定長／可変長記録形式変換機能にしたがって、実行する
機能をもつ。

【００２０】ディスクアレイは、メインフレームの筐体
の外に出る固定長記録形式のインターフェイスをサポー
トした機器を利用して、メインフレームと、固定長のイ
ンターフェイスで接続する。さらに、ディスクアレイ
は、ＵＮＩＸサーバとＰＣサーバのようなオープンシス
テムとも、固定長のインターフェイスで接続する機能を
もつ。

【００２１】以上により、固定長記録形式のインターフ
ェイスを備えたディスクアレイに、メインフレームとＵ
ＮＩＸサーバとＰＣサーバ、それぞれがアクセスするデ
ータを共通に格納することを可能にする計算機システム
構成を提供できる。

【００２２】ディスクアレイと固定長記録形式のインタ
ーフェイスで、複数のメインフレームを接続した場合、
それぞれのメインフレームで、ディスクキャッシュを用
いて、固定長／可変長記録形式変換機能を実行すること
になる。この場合、あるメインフレームでライト要求が
発行されると、他のメインフレームのディスクキャッシ
ュとの間で、データが一致しなくなる。したがって、本
発明では、それぞれのメインフレームに、各メインフレ
ームのディスクキャッシュのデータを一致させる制御機
構を設ける。これにより、固定長記録形式のインターフ
ェイスを備えたディスクアレイに、ＵＮＩＸサーバとＰ
Ｃサーバ、加えて、複数のメインフレーム、それぞれが
アクセスするデータを共通に格納することを可能にする
計算機システム構成を提供できる。

【００２３】ディスクアレイと固定長記録形式のインタ
ーフェイスで、複数のメインフレームを接続した場合、
さらに、複数のメインフレームにおいて、ディスク装置
の共有機能を実現する必要がある。すなわち、複数のメ
インフレームに共有されるディスク装置においては、メ
インフレームがロック確保／開放を行なうＣＣＷを発行
する。従来は、メインフレームと可変長記録形式のイン
ターフェイスで接続したディスクアレイにおいて、これ
らのＣＣＷを実行する。本発明では、このロック確保／
開放を行なうＣＣＷのエミュレーション機能をメインフ
レームに設ける。これにより、複数のメインフレームに
おいて、ディスク装置の共有機能を実現する。

【００２４】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施例を説明す
る。まず、第１の実施例について説明する。

【００２５】図１は、第１の実施例の概要を表す。第１
の実施例では、少なくとも１台のメインフレームホスト
１００、１台以上のオープンシステムホスト１１０、１
台以上のディスクアレイ１０４により、計算機システム
を構成する。

【００２６】オープンシステムホスト１１０は、ＵＮＩ
ＸサーバやＰＣサーバであり、固定長記録形式インター
フェイス１０３を含む。固定長記録形式インターフェイ
ス１０３としては、例えば、ＳＣＳＩ（ＳｍａｌｌＣ
ｏｍｐｕｔｅｒＳｙｓｔｅｍＩｎｔｅｒｆａｃｅ）
がある。近年では、接続距離を伸ばすために、光ケーブ
ルをベースにしたＦｉｂｒｅＣｈａｎｎｅｌにＳＣＳ
Ｉプロトルを搭載させたインターフェイスが一般的にな
りつつある。オープンシステムホスト１１０は、ディス
クアレイ１０４と固定長記録形式インターフェイス１０
３を用いて接続するのが通常である。

【００２７】メインフレームホスト１００は、２台以上
のプロセッサ１０１、主記憶１０２、１台以上の固定長
記録形式インターフェイス１０３を含む。

【００２８】メインフレームホスト１００の筐体の外に
あるストレージ、実施例では、ディスクアレイ１０４と
の間の接続インターフェイスとして、固定長記録形式イ
ンターフェイス１０３を用いるのが、本発明の特徴であ
る。

【００２９】プロセッサ１０１は、固定長記録形式イン
ターフェイス１０３と接続されたプロセッサ１０１と、
接続されていないプロセッサ１０３を、少なくとも１つ
以上ずつとに分類できる。固定長記録形式インターフェ
イス１０３に接続されていないプロセッサ１０１では、
メインフレームホスト１００用のオペレーティングシス
テム１１０、アプリケーションプログラム１１５が動作
する。アプリケーションプログラム１１５がオペレーテ
ィングシステム１１０にリード／ライト要求を発行する
と、オペレーティングシステム１１０は、要求の内容に
したがって、主記憶１０２上に、ＣＣＷ（Ｃｈａｎｎｅ
ｌＣｏｍｍａｎｄＷｏｒｄ）１１４により構成され
るＣＣＷチェイン１１３を作成する。メインフレームホ
スト１００のリード／ライト要求は、可変長記録形式の
インタフェイスにしたがって記述される。

【００３０】固定長記録形式インターフェイス１０３に
接続されているプロセッサ１０３は、ＣＣＷチェイン１
１３の内容にしたがって、ディスクアレイ１０４との間
でリード／ライト要求を実行する機能であるリード／ラ
イト要求実行部１１６を含む。ディスクアレイ１０４と
の間は、固定長記録インターフェイス１０３で接続され
るのに対し、メインフレームホスト１００のリード／ラ
イト要求は、可変長記録形式インターフェイスにしたが
って、記述されている。したがって、リード／ライト要
求実行部１１６は、可変長／固定長記録形式変換機能を
もつ。なお、可変長／固定長記録形式変換機能を実行す
る際に、主記憶１０２の一部を、ディスクキャッシュ１
１２として利用する。ディスクキャッシュ１１２には、
ディスクアレイ１０４の一部のデータが、含まれる。

【００３１】ディスクアレイ１０４は、ディスクアレイ
コントローラ（以下、単に制御装置と略す。）１０５、
ディスク装置１０６より構成する。

【００３２】制御装置１０５は、メインフレームホスト
１００、オープンシステムホスト１１０への接続のため
に、固定長記録形式インターフェイス１０３を有する。
また、１つ以上の制御プロセッサ１０７、キャッシュメ
モリ（以下、キャッシュと略す。）１０８、制御メモリ
１０９を有する。

【００３３】物理パス１１７は、ディスクアレイ１０４
とメインフレームホスト１００、ディスクアレイ１０４
を接続する通信路である。１台のメインフレームホスト
１００とディスクアレイ１０４は、１本以上の物理パス
１１７により接続される。同様に、１台のオープンシス
テムホスト１１０とディスクアレイ１０４は、１本以上
の物理パス１１７により接続される。

【００３４】制御プロセッサ１０７は、メインフレーム
ホスト１００、オープンシステムホスト１１０から、リ
ード／ライト要求を受取り、指示された動作を実行す
る。キャッシュ１０８には、ディスク装置１０５の一部
のデータを格納する。制御メモリ１０９は、リード／ラ
イト要求を実行するのに必要な情報、キャッシュ１０８
の管理情報等を格納する。キャッシュメモリ１０８、制
御用メモリ１０９は、半導体メモリで構成されており、
ディスク装置１０６に比べ、１桁程度は、高速なアクセ
スが可能である。このため、ディスクアレイ１０４に、
特開平４ー２４５３５２に開示されているような、ライ
トアフタ機能をもたせれば、キャッシュ１０８にデータ
を書き込むだけで、ライト要求を完了させることができ
るので、大幅な性能向上が達成できる。

【００３５】本発明では、図２（ａ）に示すように、メ
インフレームホスト１００、オープンシステムホスト１
１０がリード／ライト要求を発行する際、指定するディ
スクを論理ディスク２００とよぶ。論理ディスク２００
は、必ずしも物理的な装置であるディスク装置１０５に
１対１に対応する必要はない。また、論理ディスク２０
０に、冗長データを含ませ、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａ
ｎｔＡｒｒａｙｏｆＩｎｅｘｐｅｓｉｖｅＤｉ
ｓｋｓ）構成にしてもよい。このため、ディスクアレイ
１０４内の制御用メモリ１０９は、論理／物理変換情報
２４０を含む。論理／物理変換情報２４０は、論理ディ
スク２００に対応する情報で、当該論理ディスク２００
が、ディスク装置１０５のどの領域に対応するかを示す
情報である。

【００３６】図２（ｂ）は、メインフレームホスト１０
０における、可変長記録形式のリード／ライト要求の発
行形式をさらに、詳細に表現したものである。本発明で
は、メインフレ-ムホスト１００のプロセッサ１０１上
で、可変長記録形式と固定長記録形式の変換を行う。可
変長記録形式のリード／ライト要求の発行形式において
も、制御装置１０５に相当する論理制御装置２４１経由
で、リード／ライト要求を発行する。本発明において
は、制御装置１０５と論理制御装置２４１が必ずしも１
対１に対応する必要ない。１つのメインフレームホスト
１００と論理制御装置２４１の間には、１本以上の論理
パス２４２が設けられる。本発明においては、物理パス
１１７と論理パス２４２が必ずしも１対１に対応する必
要ない。このため、主記憶１０１上のＣＣＷチェイン１
１３には、そのＣＣＷチェイン１１３は、どの論理パス
２４２を使用してリード／ライト要求を発行するかを示
す論理パスＩＤ１１８、どの論理ディスク２００に発行
するかを表す論理ディスクＩＤ１１９を含む。この情報
に基づき、リード／ライト要求実行部１１６が、どの物
理パス１１７を使用して、リード／ライト要求を発行す
るかを決定する。

【００３７】図３は、メインフレームホスト１００にお
いて用いられる可変長記録形式のディスクのトラックの
フォーマットを表している。なお、リード／ライト要求
において、アクセスするトラックは、シリンダ番号とリ
ード／ライトヘッド番号の組合せで指定される。

【００３８】トラックの先頭は、ＨＡ（ＨｏｍｅＡｄ
ｄｒｅｓｓ）３００という制御情報が定義される。制御
情報には、トラックの番号３１１等の情報が含まれる。
ＨＡ３００の次は、Ｒ（Ｒｅｃｏｒｄ）０ー３０１と呼
ばれる管理用のレコードが、定義される。一般のアプリ
ケーションがアクセスするデータは、さらに後の、Ｒ１
ー３０２以降のレコードに格納される。レコードとレコ
ードの間には、ギャップ３１０と呼ばれる特殊な固定長
の記録パターンが書き込まれる。トラックは固定長であ
り、レコードは可変長であるため、トラックに含まれる
レコードの数は可変である。

【００３９】図４は、各レコードのフォーマットであ
る。レコードは、図５に示すように、カウント部４０
０、キー部４０１、データ部４０２より構成されるか、
カウント部４００、データ部、あるいは、カウント部４
００のみにより構成される。カウント部４００は、固定
長であり、トラック番号３１１、レコード番号４１０、
キー部４０１の長さを表すキー部長４１１、データ部４
０２の長さを表すデータ部長４１２等の情報を含む。レ
コードがキー部４０１や、データ部４０２を含まない時
には、キー部長４１１、データ部長４１２がそれぞれ０
となる。なお、リード／ライト要求において、アクセス
するレコードは、レコード番号４１０により指定され
る。

【００４０】キー部４０１は、データ部４０２をアクセ
スするための権限をチェックするためのキー情報が格納
される。データ部４０２には、アプリケーションがアク
セスするデータを格納する。カウント部４００、キー部
４０１、データ部４０２の間にもギャップ３１０が記録
される。

【００４１】図５は、図４に示したトラックの固定長記
録形式のディスクへの格納形式の例を示したものであ
る。固定長のディスクは、セクタ５００と呼ばれる固定
長の部分領域により構成される。セクタ５００の番号
は、ディスクの先頭のセクタ５０から１ずつの昇順に番
号付けされる。固定長記録形式におけるディスクにおい
ては、リード／ライト要求でアクセスされるセクタ５０
０は、セクタ番号とセクタ数により規定される。トラッ
クの長さは、すでに述べたように、固定長であるため、
トラックの長さのデータを格納するのに必要な数のセク
タ５００を、１つのトラックに割り当てる。図５（ａ）
に示す方法は、キャップ３１０も定められた長さの情報
として、セクタ５００に格納する方法である。ＨＡ３０
０や、カウント部４００、キー部４０１、データ部４０
２は、それぞれの長さに等しい領域が割り当てられる。
図５（ｂ）に示す方法では、ギャップ３１０は格納せ
ず、ＨＡ３００や、カウント部４００、キー部４０１、
データ部４０２を詰めて格納する。図５（ｂ）に示す方
法では、トラックに割り当てたセクタ５００の中の後の
方のセクタ５００は空き領域になることがある。

【００４２】リード／ライト要求実行部１１６は、ステ
ップ１３０で、ＣＣＷチェイン１１３を解析して、リー
ド／ライト要求で指定された論理レコード、トラック、
レコードを認識する。ステップ１３１では、指定された
要求が、リード要求かライト要求かを分類する。ステッ
プ１３２では、レコードが、ディスクキャッシュ１１２
に存在する（ヒット）か、しない（ミス）かを判定す
る。リードヒットの場合、ステップ１３３で、ディスク
キャッシュ１１２をサーチし、可変長／固定長記録形式
変換機能を実行し、要求された可変長記録形式のレコー
ドが、ディスクキャッシュ１１２のどこに存在するかを
認識する。ステップ１３４では、認識したレコードを要
求で指定された主記憶１０２の格納位置に転送する。ス
テップ１３５では、要求の完了報告を行なう。

【００４３】リードヒット以外の場合、ステップ１３６
で、要求されたレコードが固定長記録形式の論理ディス
ク２００のどのセクタに含まれるかを計算する。さら
に、ミスの場合、ステップ１３７で、要求されたレコー
ドをディスクキャッシュ１１２に格納するためのメモリ
を割り当てる。

【００４４】リードミスの場合、ステップ１３８で、要
求レコードを含むセクタを読みだすよう、ディスクアレ
イ１０４に要求し、ステップ１３９で要求が完了するの
を待つ。この後、ステップ１３３へジャンプし、リード
ヒットと同様の動作を実行する。

【００４５】ライト要求の場合、ステップ１４０で、可
変長／固定長記録形式変換機能を実行し、要求された可
変長記録形式のレコードを、ディスクキャッシュ１１２
のどこに格納すべきかを認識する。ステップ１４１で、
ライト要求で指定された主記憶１０２の格納位置から、
ライトデータをヂスクキャッシュ１１２に転送する。こ
の時、必要があれば、ギャップ３１１、カウント部４０
０、キー部４０１等の情報もセットする。ステップ１４
２では、書き込んだレコードを含むセクタを書き込むよ
う、ディスクアレイ１０４に要求し、ステップ１４３で
要求が完了するのを待つ。この後、ステップ１３５へジ
ャンプし、要求の完了報告を行なう。なお、ステップ１
４２、１４３の処理は、ライト要求の完了報告後実行す
る方法、すなわち、ライトアフタを採用してもよい。

【００４６】次に、第２の実施例について説明する。

【００４７】図６は、第２の実施例の概要を表す。第２
の実施例が、第１の実施例と異なる点は、メインフレー
ムホスト１００が２台以上となる点である。また、メイ
ンフレームホスト１００の間はなんらかの通信機構２０
０により接続されているものとする。通信機構２００の
例としては、ＦｉｂｒｅＣｈａｎｎｅｌ等がある。

【００４８】メインフレームホスト１００が２台以上と
なった場合、あるメインフレームホスト１００上でライ
ト要求が発生して、ディスクキャッシュ１１２上のレコ
ードが更新されると、他のメインフレームホスト１００
のディスクキャッシュ１１２にこのレコードが含まれて
いるとすると、データ不一致が生ずる。このため、各メ
インフレームホスト１１０において、固定長記録形式イ
ンターフェイス１０３に接続されているプロセッサ１０
３は、キャッシュ一致制御２０１を含むことになる。ま
た、リード／ライト要求実行部１１６の処理内容が若干
変更になる。

【００４９】さらに、メインフレームホスト１００が２
台以上となった場合、各メインフレームホスト１００間
で、論理ディスク２００を共用するため、ロック確保／
開放の機能を実現する必要がある。パス系ＣＣＷ要求実
行部２０２は、これらのＣＣＷ１１４を実行するた機能
をもつ。

【００５０】これ以外の点は、第２の実施例と第１の実
施例の内容は同一である。

【００５１】第２の実施例のリード／ライト要求実行部
１１６の処理内容が、第１の実施例と異なる点は、ライ
ト要求を受け取った場合、ステップ１４０とステップ１
４１の間で実行されるステップ２１０で、キャッシュ一
致制御２０１をコールしている点である。これ以外は、
第２の実施例のリード／ライト要求実行部１１６の処理
内容が、第１の実施例と同様である。

【００５２】キャッシュ一致制御２０１は、リード／ラ
イト要求実行部１１６から実行要求を受け取った時か、
他のメインフレームホスト１００からの要求を受け取っ
た時、実行を開始する。まず、リード／ライト要求実行
部１１６から実行要求を受け取った時の動作について述
べる。

【００５３】ステップ２２０で、更新が発生した論理デ
ィスク２００のセクタを他のすべてのメインフレームホ
スト１００に通知する。この通知を受けたキャッシュ一
致制御２０１が、ディスクキャッシュ１１２からこのセ
クタを消去するならこれだけでよい。代わりに、ステッ
プ２２１で、更新が発生したセクタの番号と、更新内容
を他のすべてのメインフレームホスト１００に送り、デ
ィスクキャッシュ１１２のセクタの内容を更新してもら
ってもよい。ステップ２２２では、完了報告を待つ。以
上の処理が終了すると、動作を完了する。なお、通信機
構２００にＦｉｂｒｅＣｈａｎｎｅｌを採用した場合、
図７に示すように、ＦｉｂｒｅＣｈａｎｎｅｌのマルチ
キャスト機能を利用すると効果的である。マルチキャス
ト機能を利用すると、図７に示すように、１回の要求
で、更新が発生した論理ディスク２００のセクタを他の
すべてのメインフレームホスト１００に通知したり、更
新内容を他のすべてのメインフレームホスト１００に送
ることができる。

【００５４】なお、図８に示すように、キャッシュ一致
制御２０１が実行する処理と、ステップ１４１ー１４３
のライトデータをディスクキャッシュ１２２に書き込
み、さらにディスクアレイ１０４に書き込む処理を並列
に実行してもよい。

【００５５】次に、他のメインフレームホスト１００か
らの要求を受け取った時の動作を説明する。キャッシュ
一致制御２０１が、そのセクタをディスクキャッシュ１
１２から消去する場合、ステップ２３０では、更新が発
生したセクタ番号の情報を受け取り、更新が発生したセ
クタをディスクキャッシュ１１２から消去する。更新内
容をディスクキャッシュ１１２に格納する場合、ステッ
プ２３０の代わりに、ステップ２３１で、更新が発生し
たセクタ番号と更新内容を受け取り、更新が発生したセ
クタをディスクキャッシュ１１２上で更新し、完了報告
を行なう。

【００５６】第１の実施例では、ライト要求を受け取っ
た場合、リード／ライト要求実行部１１６は、ディスク
アレイ１０４へのデータ書き込みを、ライトスルーで実
行しても、ライトアフタして実行もよかった。しかし、
第２の実施例において、他のメインフレームホスト１０
０のディスクキャッシュ１１２を消去する方法をとった
場合には、リード／ライト要求実行部１１６は、ディス
クアレイ１０４へのデータ書き込みを、ライトスルーで
実行する必要がある。この場合、ディスクアレイ１０４
自体に、特開平４ー２４５３５２に開示されているよう
なライトアフタ機能をもたせることにより、キャッシュ
１０８にデータを書き込むだけで、ライト要求を完了さ
せることができるため、メインフレームホスト１００
で、ライトスルー方式を採用しても、性能的には問題は
小さい。

【００５７】図９は、パス系ＣＣＷ実行部２０２の処理
フロー、図１０は、パス系ＣＣＷ実行部２０２が扱うデ
ータの構造を示したものである。

【００５８】図２（ｂ）に示したように、１つのメイン
フレームホスト１００と論理制御装置２４１の間には、
１本以上の論理パス２４２が設けられる。論理制御装置
２４１から見ると、リード／ライト要求は、論理パス２
４２経由デ受け取るため、あるメインフレームホスト１
００が、ある論理ディスク２００にロックをかけた場
合、その論理パス２４２が、ロックを掛けたメインフレ
ームホスト１００との間にもうけられた論理パス２４２
かどうかを識別する必要がある。このため、図１１
（ａ）に示すように、論理デイスクのロック確保／開放
を行なう場合、どのメインフレームホスト１００からの
ロック確保／開放要求かを識別するために、パスグルー
プ１１００という考え方を用いる。パスグループ１１０
０は、論理ディスク２００ごとに設定する。基本的に
は、同一のメインフレームホスト１００と論理制御装置
２３１との間に設けられた設けられた論理パス２４２の
集合である。図１１（ａ）では、論理ディスクａ１１０
１を例にして、図示した。ただし、図１１（ｂ）に示す
ように、１つのパスグループ１１００内に、同一のメイ
ンフレームホスト１００と論理制御装置２４１との間に
設けられた設けられた論理パス２４２をすべて含む必要
はない。また、論理ディスク２００が異なれば、各パス
グループ１１００に含まれる論理パス２４２の集合は変
化してよい。

【００５９】したがって、各論理パス２４２をパスグル
ープ１１００に組み込む要求、はずす要求等を実行する
ためのＣＣＷ１１４が、固定長記録形式インターフェイ
ス１０３に接続されていないプロセッサ１０１によっ
て、作成される。もちろん、パスグループ１１００の識
別子を用いた、論理ディスク２００のロック確保／開放
の機能を要求するＣＣＷ１１４も作成される。パス系Ｃ
ＣＷ実行部２０２は、これらのＣＣＷ１１４を実行する
機能をもつ。

【００６０】パス系ＣＣＷ実行部２０２処理フローの説
明の前に、本実施例におけるパスグループ１１００の定
義情報、ロック要求の有無等の情報の格納形式について
説明する。図１０に示すように、本実施例では、論理デ
ィスク２００の一部の情報として定義する。論理ディス
ク２００内のトラックを格納したセクタの集合の後に、
これらの情報を格納したセクタを設ける。ロック情報１
０００は、どのメインフレームホスト１００がロックを
確保中か、あるいは、ロックがかけられていない状態を
表す。パスグループ定義テーブル１００１は、パスグル
ープ定義数１００２とパスグループＩＤ１００３、パス
数１００４、パスＩＤ１００５を含む。ロック情報１０
００、パスグループ定義テーブル１００１は、論理ディ
スク２００対応に存在する。パスグループ定義数１００
２は、対応する論理ディスク２００に定義されたパスグ
ループ１１００の数を表す。すなわち、当該論理ディス
ク２００がいくつのメインフレームホスト１００からア
クセスできるかを表す。したがって、パスググループ定
義数１００２は、パスグループ定義テーブル１００１内
に１つ含まれる情報である。

【００６１】パスグループＩＤ１００３とパス数１００
４は、各論理ディスク２００対応に定義されたパスグル
ープ１１００対応に存在する情報である。パスグループ
ＩＤ１００３は、各論理ディスク２００対応に定義され
たそれぞれのパスグループ１１００の識別子である。パ
ス数１００４は、対応するパスグループに含まれるパス
の数である。

【００６２】パスＩＤ１００５は、各パスグループ１１
００に含まれる論理パス２３２対応に存在する情報で、
論理パス２４２の識別子を表す。

【００６３】以上の定義情報は、論理ディスク２００の
一部の情報として定義されるため、メインフレームホス
ト１０２のディスクキャッシュ１１２に格納してよい。

【００６４】したがって、以上の定義情報が更新される
と、パス系ＣＣＷ実行部２０２は、論理デイスク上の対
応するセクタ５００の書き込み要求を、ディスクア１０
４に書き込み要求を発行する。さらに、キャッシュ一致
制御２０１をコールして、他のメンフレーム１００のデ
ィスクキャッシュ１１２との間で、一致制御を行う。

【００６５】図１０では、ロック情報１０００、パスグ
ループ定義テーブル１００１を、論理ディスク２００内
の一部の領域に格納したが、図１２に示すように、各論
理ディスク２００対応のロック情報１０００、パスグル
ープ定義テーブル１００１をまとめて、ディスクアレイ
１０４に定義した領域に定義してもよい。この場合、こ
れらの情報を格納した領域を、メインフレームホスト１
００がリード／ライトするデータを格納する論理ディス
ク２００とは、別の特殊論理ディスク１２００にするこ
とが可能である。

【００６６】図１３は、各メインフレームホスト１００
で定義された論理パス２３２の定義情報を表す。この定
義情報を格納した領域も、メインフレームホスト１００
がリード／ライトするデータを格納する論理ディスク２
００とは、別の特殊論理ディスク１２００にすることが
可能である。メインフレームホスト数１３００は、本デ
ィスクアレイ１０４が接続されたメインフレームホスト
１００の数である。論理パス数１３０１は、メインフレ
ームホスト１００対応に存在する情報で、該当するメイ
ンフレームホスト１００との間に定義された論理パス２
３２の数である。接続論理パスＩＤ１３０２は、該当す
るメインフレームホスト１００との間に定義された論理
パス２３２の識別子であり、論理パス数１３０１の数だ
け、存在する。

【００６７】以下、処理フローの説明を行う。ステップ
９００では、発行されたＣＣＷ１１４を解析する。ステ
ップ９０１では、本ＣＣＷ１１４の実行に必要な情報が
ディスクキャッシュ１１２に格納されているかを、確認
する。格納されている場合、ステップ９０５へジャンプ
する。格納されていない場合、ステップ９０２で、必要
な情報が格納されているセクタ５００を、ディスクキャ
ッシュ１１２ヘ格納するため、読みだし要求を、ディス
クアレイ１０４に発行する。ステップ９０３では、完了
をまつ。

【００６８】ステップ９０４では、本ＣＣＷ１１４の実
行によって、ロック情報１０００、パスグループ定義テ
ーブル１００１などの情報が更新されるかを判断する。
更新される場合、ステップ９０５では、キャッシュ一致
制御２０１をコールして、他メインフレームホスト１０
０のディスクキャッシュ１１２に格納されている可能性
のある更新情報を含むセクタ５００の消去を実行させ
る。

【００６９】ステップ９０６以下では、ＣＣＷ１１４を
実行に入る。ステップ９０６では、ＣＣＷ１１４に従っ
て分岐をする。ロック確保要求の場合、ステップ９０７
で、ロック情報１０００を参照して、他メインフレーム
ホスト１００によりロックがかけられているかを参照す
る。かけられている場合、ステップ９０８で、他メイン
フレームホスト１００によりロックがかけられているこ
とを終了情報として保持し、ステップ９１５へジャンプ
する。かけられていない場合、ステップ９０９で、ロッ
ク情報１０００を当該メインフレーム１００がロックを
かけている状態に更新する。これは、ＣＣＷ１１４に含
まれるパスグループ１１００相当の情報をロック情報に
設定することになる。ステップ９１０では、更新した情
報を含むセクタ５００をディスクアレイ１０４に書き込
むよう要求する。ステップ９１１では、完了報告を受取
り、ＣＣＷ１１４が正常に終了したことを終了報告とし
て保持し、ステップ９１５へジャンプする。

【００７０】ロック開放要求の場合、ステップ９１２
で、ロック情報１０００を当該メインフレーム１００が
ロックをかけられていない状態に更新する。この時、Ｃ
ＣＷ１１３に含まれるパスグループ１１００相当の情報
と、ロック情報１０００に含まれている情報との比較を
行う。この後、更新したロック情報１０００を含むセク
タ５００を更新するため、ステップ９１０へジャンプす
る。

【００７１】パスグループ１１００への論理パス２３２
の登録、削除要求の場合、ステップ９１３で、対応する
パスグループ数１００２、パスグループＩＤ１００３、
パス数１００４、パスＩＤ１００５の更新を行なう。ま
ったく新しいパスグループの論理パス２３２が定義され
た場合、あるパスグループ１１００の論理パス２３２が
すべて削除された場合、まず、対応するパスグループ数
１００１、パスグループＩＤ１００２の更新を行なう。
すでに、定義されているパスグループ１１００への論理
パス２３２の定義、削除によっても、当該パスグループ
１１００によっても、まだ他の論理パス２３２が残って
いる場合、パス数１００３、パスＩＤ１００４を更新す
る。この後更新した含むセクタ５００を更新するため、
ステップ９１０へジャンプする。

【００７２】指定したパスを含むパスグループを参照す
る要求の場合、ステップ９１４で、対応するパスグルー
プＩＤ１００２を通知情報として設定し、ステップ９１
５へジャンプする。

【００７３】ステップ９１５で、ＣＣＷ１１４の終了報
告を行なう。

【００７４】本実施例では、ロック情報１０００、パス
グループ定義テーブル１００１を論理ディスク２００の
一部の情報として含ませたが、図１４に示すように、メ
インフレームホスト間１００に専用のパス系情報管理装
置１４００を置き、ロック情報１０００、パスグループ
定義テーブル１００１を管理させてもよい。なお、本構
成においても、ロック情報１０００、パスグループ定義
テーブル１００１は不揮発化しておくことが望ましい。

【００７５】また、第２の実施例のようにメインフレー
ムホスト１００が複数存在する場合には、図１５に示す
ように、オープン系ホスト１１０を含まない構成におい
ても、本発明は有効である。同様に、図１６に示すよう
に、メインフレームホスト１００が複数存在し、オープ
ン系ホスト１１０を含まない場合に、パス系情報管理装
置１１００を置いた構成でも、本発明は有効である。

【００７６】

【発明の効果】本発明の目的は、固定長記録形式のイン
ターフェイスを備えたディスクアレイに、メインフレー
ムとオープンシステム、それぞれがアクセスするデータ
を共通に格納することを可能にする計算機システム構成
を提供することにある。従来、メインフレームとＵＮＩ
ＸサーバとＰＣサーバ、それぞれがアクセスするデータ
を共通に格納するためには、可変長記録形式のインター
フェイスと、固定長記録形式のインターフェイスの双方
を備えたディスクアレイを用いる必要であった状況に対
し、本発明により、固定長記録形式のインターフェイス
のみを用いればよいため、管理工数を大幅に削減でき
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】第１の実施例の概要説明図。

【図２】制御用メモリのフォーマット。

【図３】トラックのフォーマット。

【図４】レコードのフォーマット。

【図５】トラックの固定長記録形式の論理ディスク上で
の格納形式の説明図。

【図６】第２の実施例の概要説明図。

【図７】マルチキャスト機能による、更新が発生した論
理ディスクのセクタ番号、更新内容の、他のすべてのメ
インフレームホスト１００への一括通知機能の説明図。

【図８】キャッシュ一致制御２０１が実行する処理と、
ステップ１４０ー１４３のライトデータをディスクキャ
ッシュ１２２に書き込み、さらにディスクアレイ１０４
に書き込む処理の並列実行動作図。

【図９】パス系ＣＣＷ実行部２０２の処理フローチャー
ト。

【図１０】パス系ＣＣＷ実行部２０２が扱うデータの構
造図。

【図１１】パスグループの定義構造図。

【図１２】各論理ディスク２００対応のロック情報１０
００、パスグループ定義テーブル１００１をまとめて格
納した場合の格納構造図。

【図１３】論理パスの定義情報。

【図１４】メインフレームホスト間に専用のパス系情報
管理装置１１００を置いた構成図。

【図１５】オープン系ホスト１１０を含まない構成図。

【図１６】メインフレームホスト１００が複数存在し、
オープン系ホスト１１０を含まない場合に、パス系情報
管理装置１１００を置いた構成図。

【符号の説明】

１００…メインフレームホスト、１１０…オープンシス
テムホスト、１０４…ディスクアレイ、１０１…プロセ
ッサ、１０２…主記憶、１０３…固定長記録形式インタ
ーフェイス、１１０…オペレーティングシステム、１１
１…アプリケーションプログラム、１１２…ディスクキ
ャッシュ、１１３…ＣＣＷチェイン１１４…リード／ラ
イト要求実行部、２００…通信機構、２０２…パス系Ｃ
ＣＷ要求実行部。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】１台以上のメインフレームホストと１台以
上のオープンシステムホストと、前記メインフレームホ
スト、前記オープンシステムホストとは別の筐体を持
ち、前記メインフレームホスト、前記オープンシステム
ホストそれぞれからアクセスされるデータを格納するデ
ィスクシステムとから構成される計算機システムにおい
て、前記ディスクシステムに、固定長記録形式インターフェ
イスで、前記メインフレームホスト、前記オープンシス
テムホストと接続する手段を有し、前記オープンシステムホストに、固定長記録形式インタ
ーフェイスで、前記ディスクシステムと接続する手段を
有し、前記メインフレームホストが、複数のプロセッサと主記
憶とを有し、前記複数のプロセッサの内、少なくとも１台以上のプロ
セッサに可変長記録形式にしたがったリード／ライト要
求を、前記主記憶に格納する手段と、前記複数のプロセッサの内、少なくとも１台以上のプロ
セッサに、前記可変長記録形式にしたがったリード／ライト要求
を、可変長記録形式／固定長記録形式変換機能にしたが
って、固定長記録形式に変換する手段と、前記ディスク
システムと、固定長記録形式インターフェイスで、接続
する手段を有することを特徴とする計算機システム。
【請求項２】２台以上のメインフレームホストと１台以
上のオープンシステムホストと、前記メインフレームホ
スト、前記オープンシステムホストとは別の筐体を持
ち、前記メインフレームホスト、前記オープンシステム
ホストそれぞれからアクセスされるデータを格納するデ
ィスクシステムとから構成される計算機システムにおい
て、前記ディスクシステムに、固定長記録形式インターフェ
イスで、前記メインフレームホスト、前記オープンシス
テムホストと接続する手段を有し、前記オープンシステムホストに、固定長記録形式インタ
ーフェイスで、前記ディスクシステムと接続する手段を
有し、前記メインフレームホストが、複数のプロセッサと主記
憶とを有し、前記複数のプロセッサの内、少なくとも１台以上のプロ
セッサに可変長記録形式にしたがったリード／ライト要
求を、前記主記憶に格納する手段と、前記複数のプロセッサの内、少なくとも１台以上のプロ
セッサに、前記可変長記録形式にしたがったリード／ライト要求
を、可変長記録形式／固定長記録形式変換機能にしたが
って、固定長記録形式に変換し、さらに、実行する手段
と、前記主記憶に、前記デイスクシステムの一部のデータを
格納する手段と、前記可変長記録形式にしたがったライト要求を処理する
時、他のメインフレームホストに、ライト要求により、
どのデータが更新されるかを通知する手段と、他のメインフレームホストから、ライト要求により、ど
のデータが更新されるかを受取り、更新されるデータを
前記主記憶から消去する手段と、前記ディスクシステムと、固定長記録形式インターフェ
イスで、接続する手段を有することを特徴とする計算機
システム。