JP2000047832A - ディスクアレイ装置、及びそのデータ制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 ディスクアレイの書き込み性能の向上のため
に用意されているバッファメモリ管理に係わり、選択し
た数の論理プロックを書き込みバッファに蓄積するま
で、ディスク記憶装置上のデータの更新を遅延させるデ
ータ更新方式のディスク記憶方式を提供すること。 【解決手段】 選択した数の論理プロックまで不揮発性
メモリ４にデータを格納し、ディスク記憶装置２上のデ
ータの更新を遅延させ、トランザクション中の書込み処
理におけるレイテンシィを向上させる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、選択した数の論理
ブロックを書き込みバッファに蓄積するまでディスク記
憶装置上のデータの更新を遅延させるデータ更新方式の
ディスク記憶装置に係わるディスクアレイ装置、及びそ
のデータ制御方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】例えば米国特許第５，１２４，９８７号
や公開日本特許：特開平６−２１４７２０号、特開平６
−２６６５１０号、特開平９−１９８１９５号に開示さ
れているように、アレイ状のディスク記憶装置への高速
な書込み方法として、更新データが記録されていたディ
スク記録装置の旧データ領域を書換える方法ではなく、
更新するべきデータの論理ブロックを蓄積しておきディ
スク記憶装置内の予め用意した空領域に、一括して書き
込むデータの入出力方法が提案されている。

【０００３】ディスクアレイ方式では、アレイを構成す
るディスク記憶装置が故障して縮退状態に陥っている場
合、故障したディスク装置に記憶されているデータを他
のディスク装置より再構築する必要があるため、通常時
の読み出し速度よりも劣ってしまう。これを解決する手
法として、日本登録特許第２５７０６１４号に修復され
たデータをキャッシュするディスクアレイ方式が開示さ
れている。

【０００４】しかし、一般的に読み出し速度を向上する
ためにデータをキャッシュする場合には、読み出し要求
元のファイルシステムやデータベース管理システムのキ
ャッシュよりも大きな容量が必要であり、ディスクアレ
イを制御する制御装置のキャッシュメモリ容量がホスト
コンピュータの主記憶領域に応じて必要となるため高価
になってしまうという問題点がある。

【０００５】また、ランダムアクセスにおいては、読み
込みデータをキャッシュメモリへデータ転送する処理時
間によりかえって読み出し速度を劣化する原因にもなっ
てしまう。

【０００６】さらに、特願平２−１２８３６９に開示さ
れている方法のように、障害発生前から予め交代ブロッ
クを用意する場合には、ディスク記憶装置全体の故障に
は対応できない。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】上述したように従来の
ディスクアレイでは、アレイを構成するディスク記憶装
置が故障して縮退状態に陥っている場合、故障したディ
スク装置に記憶されているデータを他のディスク記憶装
置より再構築する必要があるため、通常時の読み出し速
度よりも劣ってしまう。

【０００８】また、障害発生前に交代ブロックを用意す
る場合にはディスク記憶装置の要領を効率的に使用する
ことが不可能となるものであった。

【０００９】そこで、本発明は上記事情を考慮して成さ
れたもので、上記不具合を解消し、ディスクアレイの書
き込み性能の向上のために用意されているバッファメモ
リ管理に関し、縮退時の入出力処理性能の低下を改善す
ることが可能なディスクアレイ装置、及びそのデータ制
御方法を提供することを目的とする。

【００１０】

【課題を解決するための手段】本発明は、上記目的を達
成するため、本発明のディスクアレイ装置は、ブロック
サイズの正の整数倍（Ｋ）である予め決められた単位で
書き込みを行いアレイ状に配置されたＮ台のディスク記
憶装置と、上記複数のディスク記憶装置へのデータのア
クセスを制御し、上記複数のディスク記憶装置からの読
み出しデータに関してエラーの発生をチェックしてエラ
ーを修正する制御装置と、上記制御装置に対して上記複
数のディスク記憶装置へのアクセスを指示するホストコ
ンピュータとを備え、上記複数のディスク記憶装置は、
並列に動作し、データを格納するデータ領域と上記デー
タに対応する冗長データを格納するパリティ領域とを有
するディスクアレイ装置において、上記ディスク記憶装
置上のデータの位置を示す物理アドレスと上記ホストコ
ンピュータからみたデータのアドレスを示す論理アドレ
スとの対応を示した情報を格納する変換マップ部を設け
た揮発性記憶手段と、（Ｎ＊（Ｋ−１））個の論理ブロ
ックに相当する以上の容量を持ち、上記ホストコンピュ
ータからの更新データを格納する書き込みバッファ部と
この書き込みバッファ部内の空き領域と格納されている
データの論理アドレスの情報を格納するバッファ管理情
報部とを設けた不揮発性記憶手段とを備え、上記制御装
置は、上記書き込みバッファ部に更新データの長さに応
じて上記論理ブロックを格納し、上記書き込みバッファ
部を上記ディスク記憶装置との間で転送されるデータの
キャッシュとして管理し、上記書き込みバッファ部に格
納した上記論理ブロックの更新を上記論理ブロックが
（（Ｎ−１）＊（Ｋ−１））個に達するまで遅延し、上
記論理ブロックが（（Ｎ−１）＊（Ｋ−１））個に達し
たとき、上記書き込みバッファ部に格納された各論理ブ
ロックに対する論理アドレスからなる論理アドレスタグ
ブロックを生成し、（（Ｎ−１）＊（Ｋ−１））個の論
理ブロックに上記論理アドレスタグブロックを加えた
（Ｎ−１）＊Ｋ個の論理ブロックからＫ個のパリティブ
ロックを生成し、この論理ブロックにパリティブロック
を加えたＮ＊Ｋ個の論理ブロックを上記Ｎ台のディスク
記憶装置上の更新されるべきデータを保持している領域
とは別の空き領域に書き込み、上記論理ブロックが
（（Ｎ−１）＊（Ｋ−１））個に達したとき、上記Ｎ台
のディスク記憶装置の１つが故障した場合には、この故
障したディスク記憶装置が格納すべきデータとして修復
したデータを故障していない別のディスク記憶装置の空
き領域に書き込む構成としたことを特徴とする。

【００１１】このような構成によれば、トランザクショ
ン中にディスク記憶装置に更新の書込みをせずに、主記
憶装置上の揮発性メモリである書込みバッファに対して
更新を行った時点でトランザクション要求元へは書込み
完了を返却し、時間をおいてその書込みバッファを含む
ライトキャッシュ全体をディスク記憶装置へ書き込むよ
うにする。このことによって、トランザクション中の書
込み処理におけるレイテンシィが向上する。

【００１２】また、上記Ｎ台のディスク記憶装置からな
るディスクアレイ装置において、故障したディスク記憶
装置位置に対応する上記論理ブロックの書き込み処理に
おいては、上記故障したディスク記憶装置に対応する上
記論理アドレスタグブロック内の論理アドレスにＮＵＬ
Ｌアドレスを設定し、故障したディスク記憶装置には実
際の書き込み動作を行わず、システムで決めた固定値を
書き込んだものとして管理しても良い。この場合、故障
したディスク装置への書き込み情報が、上記論理アドレ
スブロックタグを含むＫ個の論理ブロックである場合
に、論理アドレスタグブロック書き込み位置を故障した
ディスクから正常なディスクに変更し、Ｎ＊Ｋ個の論理
ブロック単位に、この論理アドレスタグブロック書き込
み位置変更を示す情報を管理しても良い。

【００１３】また、Ｎ台のディスク装置の１つが故障し
た場合には、新たな更新処理においては、故障したディ
スク記憶装置を書き込み対象ディスクから外し、Ｎ−１
台からなるディスクアレイ装置として論理ブロックを蓄
積する書き込みバッファの管理を行い、Ｎ台構成のディ
スクアレイ装置としての読み出しデータ修復処理と、Ｎ
−１台のディスクアレイ装置としての書き込みと読み出
しの管理を同時サポートするようにしても良い（アドレ
ス変換マップテーブルに、Ｎ台からＮ−１台に縮退動作
を示す情報を付加す）。

【００１４】

【発明の実施の形態】以下、本発明の一実施の形態を図
面を参照して説明する。

【００１５】図１は本実施形態の構成図である。本発明
のディスクアレイ方式は、制御装置１、ディスク記憶装
置２は、（２１、２２、２３、２４）、揮発性メモリ
３、不揮発性メモリ４、メモリバックアップ機構５から
構成される。尚、この実施例では、ディスク記憶装置２
は、４つのディスク記憶装置２２〜２４からなる。

【００１６】ホストコンピュータ１０と制御装置１との
インターフェースは、ＳＣＳＩインターフェースであっ
ても良いし、ＰＣＩインターフェースであっても良い。

【００１７】尚、本発明に関する記述の全体を通じて、
より詳細に説明するために図１に示す実施形態を中心と
して説明するが、当該技術分野に属する熟練者にとっ
て、それらの詳しい細部の説明がなくても図１から派生
するシステム構成であっても、本発明を実施できること
は明らかである。

【００１８】制御装置１は、ディスク記憶装置２にアク
セスすると共に揮発性メモリ３、不揮発性メモリ４の管
理、ディスク記憶装置２の（Ｎ−１）台（Ｎはディスク
記憶装置の台数）のデータからパリティデータを計算し
たり、ディスク記憶装置２の（Ｎ−１）台のデータの排
他的論理和を求めるデータ復旧に伴う計算を行う。

【００１９】ディスク記憶装置２（２１〜２４）は、そ
れぞれブロックサイズの正の整数倍（Ｋ）であるストラ
イプユニットと呼ぶ、予め決められた単位（そのディス
ク装置の１トラック長とする場合が最良の効果を得られ
る）で書き込みを行う。

【００２０】この時、アレイを構成するディスク記憶装
置２１〜２４の物理的に同じ位置のストライプユニット
は論理的な単位として１つのストライプとして取り扱
い、同じタイミングで書き込みが行われる。

【００２１】揮発性メモリ３には、ディスク記憶装置２
のデータの位置を示す物理アドレスとホストコンピュー
タ１０からみたデータのアドレスを示す論理アドレスと
の変換を行う変換マップ３１が格納されている。

【００２２】この変換マップ３１について、図２を使用
して説明する。変換マップ３１は、図２に示すように、
各論理アドレスに対するブロックが格納されていて、ス
トライプ番号ＳＴ＃３１０と、そのストライプ内のブロ
ック番号ＢＬＫ＃３１１、さらにそのタイムスタンプＴ
Ｓ＃３１２をテーブル形式で保持している。

【００２３】タイムスタンプ（カウンター）ＴＳ＃３１
２は、ホストコンピュータ１０からの書き込みが実際に
ディスク記憶装置２に書き込まれた時に付加される情報
であり、ディスク記憶装置２内でのデータの書き込み順
を判断するために使用される。

【００２４】不揮発性メモリ４には、ディスク記憶装置
２へ書き込むデータをログ構造化して保持する書き込み
バッファ４１、書き込みバッファ内の空き領域と保持さ
れている書き込みデータの論理アドレスの情報を保持す
るバッファ管理情報４２が格納されている。

【００２５】不揮発性メモリ４上に割り付けられる書き
込みバッファ４１とバッファ管理情報４２の関係を図３
に示す。制御装置１は、ＰＣＩインターフェースまたは
ＳＣＳＩインターフェースで外部接続されるホストコン
ピュータ１０から要求された書き込みデータをディスク
装置２に対してすぐには書き込まずに、ブロック単位に
分割して書き込みバッファ４１に順番に詰めることで、
ログ形式にして格納してゆく。

【００２６】この時、書き込みデータのホストコンピュ
ータ１０から見た論理アドレスを、バッファ管理情報４
２の格納したバッファ領域に対応するエントリーに保存
する。

【００２７】また、そのエントリーにデータが割り当て
られた事を示すフラグ" Ｆ" を設定するよって、このバ
ッファ管理情報４２を調べることにより、ホストコンピ
ュータ１０から受け取った書き込みデータを格納すべき
次のバッファ領域を決定することができる。

【００２８】図３に示した例では、バッファ領域Ｂ９ま
で書き込みデータが格納されており、Ｂ０、Ｂ１、・・
・、Ｂ９の論理アドレスがＬＡ１３４、ＬＡ９９、・・
・、ＬＡ６７８であることを現している。

【００２９】書き込み性能を向上させるためにホストコ
ンピュータ１０から要求された書き込みデータをディス
ク記憶装置２への書き込みを待たずに不揮発性メモリ４
上の書き込みバッファ４１に配置した時に書き込み完了
の通知を行う。そのため、書き込みバッファ４１上に配
置した書き込み要求とバッファ管理情報４２を失うこと
はできない。

【００３０】そこで、書き込みバッファ４１とバッファ
管理情報４２は不揮発性メモリ４に配置しなければなら
ない。メモリバックバックアップ機構５は、電源障害等
が発生した場合に不揮発性メモリ４上の書き込みバッフ
ァ４１やバッファ管理情報４２の内容を保護するための
機構である。

【００３１】図４は、本実施形態の読込み処理動作を示
すフローチャートである。

【００３２】制御装置１は、ホストコンピュータ１０か
らの読み込みデ−タの論理アドレスとデータ長を受取る
と( ステップＳ１) 、読み込みデータをブロック単位に
分割し( ステップＳ２) 、論理アドレスをブロック毎の
論理アドレスに修正する( ステップＳ３) 。

【００３３】バッファ管理情報４２の有効な各エントリ
を検索することにより、読込みデ−タに対応する論理ブ
ロックが書込バッファ４１中に存在するかを調べる( ス
テップＳ４) 。この判断には、バッファ管理情報４２の
エントリ中に分割された書込みデ−タの論理アドレスに
等しい読込みデータが存在するかということを調べれば
良い( ステップＳ５) 。

【００３４】既に書込みバッファに格納されているデー
タに対する読込み処理の場合には（ステップＳ５のＹｅ
ｓ）、書込みバッファ４１の内容を読み込み先に転送す
る（ステップＳ６）。

【００３５】書込みバッファ４１内に無い場合には（ス
テップＳ５のＮｏ）、論理アドレスに対応する物理アド
レスを変換マップ３１から求め（ステップＳ７）、物理
アドレスを使用してディスク記憶装置２１〜２４からデ
ータを読み出す（ステップＳ８）。

【００３６】次に、データ読み出し時に、ディスク記憶
装置２１〜２４の中のあるディスク記憶装置に障害が発
生したことによる読み込みエラーを初めて検出したか否
かを検査する（ステップＳ９）。

【００３７】読み込みエラーを初めて検出した場合には
（ステップＳ９のＹｅｓ）、障害が発生したディスク記
憶装置の識別番号を揮発性メモリ３上に記録する（ステ
ップＳ１０）。

【００３８】読み込みエラーが初めてでない場合には
（ステップＳ９のＮｏ）、読み込みエラーが記録されて
いるディスク記憶装置と、異なるディスク記憶装置で読
み込みエラーが検出されたか否かを検査し（ステップＳ
１１）、読み込みエラーが記録されているディスク記憶
装置と異なっていた場合には（ステップＳ１１のＹｅ
ｓ）、データの再生が不可能になることからディスク記
憶装置への読み込み操作を中断する（ステップＳ１
２）。

【００３９】読み込みエラーが記録されているディスク
記憶装置と異なるディスク記憶装置で無い場合は（ステ
ップＳ１１のＮｏ）、ステップＳ１３の処理へ移行す
る。

【００４０】次に、障害が発生したディスク記憶装置以
外から読み込みデータを再生成するために、変換マップ
３１から障害を検出したデータの論理アドレスに対応す
るストライプ番号を求め（ステップＳ１３）、障害が発
生していない（Ｎ−１）台のディスク記憶装置の物理ア
ドレスを作成し( ステップＳ１４) 、障害が発生してい
ない（Ｎ−１）台のディスク記憶装置２から揮発性メモ
リ３上にデータを読み込む（ステップＳ１５）。

【００４１】（Ｎ−１）台のディスク記憶装置のどれか
で障害が発生しているか検査し（ステップＳ１６）、障
害を検出した場合には（ステップＳ１６のＹｅｓ）、読
み込み操作を中断する（ステップＳ１７）。

【００４２】障害を検出しない場合には（ステップＳ１
６のＮｏ）、読み込んだ全てのデータを制御装置１に渡
し障害が発生したデータを再生成し（ステップＳ１
８）、障害が発生したアドレスに対応する変換マップ３
１の図示しないエントリに再生したデータであるフラ
グ" Ｅ" を設定する（ステップＳ１９）。

【００４３】次に、読み込むデータのデータ長が論理ブ
ロック長より短い場合か否かチェックする（ステップＳ
２０）、論理ブロック長より短い場合には（ステップＳ
２０のＹｅｓ）、再生したデータを書き込みバッファ４
１の空領域に転送し（ステップＳ２１）、バッファ管理
情報４２を更新し（ステップＳ２２）、書き込みバッフ
ァ４１に保存されている他の書き込みデータと一緒に故
障していないディスク装置２１〜２４に書き込み（ステ
ップＳ２３）、変換マップ３１の論理アドレスと物理ア
ドレスの位置関係を更新し（ステップＳ２４）、障害が
発生した論理アドレスの変換マップ３１上の図示しない
エントリに設定したフラグ”Ｅ”をクリアする。

【００４４】読み込むデータサイズが論理ブロック長だ
った場合には（ステップＳ２０のＮｏ）、再生したデー
タを読み込み先に転送する（ステップＳ２５）。

【００４５】ホストコンピュータ１０からの受け取った
読込みデ−タに対するその論理アドレスの分割したデー
タが有る場合（ステップＳ２６のＮｏ）、上記の処理を
継続することで（ステップＳ３の処理へ戻る）読込み処
理が実現できる。

【００４６】分割したデータが無い場合（ステップＳ２
６のＹｅｓ）、処理は終了する。

【００４７】図５は、本実施形態の書込み動作を示すフ
ローチャートである。

【００４８】制御装置１は、ホストコンピュータ１０か
らの書き込みデ−タの論理アドレスとデータ長を受取る
と（ステップＴ１）、書込みデータを不揮発性メモリ４
上の書込みバッファ４１の空領域にブロック単位に分割
し（ステップＴ２）、論理アドレスはブロック毎のアド
レスに変換する（ステップＴ３）。

【００４９】バッファ管理情報４２の有効な各エントリ
を検索することにより、書き込みデ−タに対応する論理
ブロックが書込バッファ４１中に存在するかを調べる。

【００５０】この判断には、バッファ管理情報４２のエ
ントリ中に分割された書込みデ−タの論理アドレスが存
在するか否かということを調べればよい（ステップＴ
４）。

【００５１】既に、書込みバッファ４１に格納されてい
るデータに対するデータ更新処理の場合には（ステップ
Ｔ４のＹｅｓ）、書込みバッファ４１の空領域に詰めて
格納するのではなく、書込みバッファ４１内の旧データ
を更新する( ステップＴ５)。

【００５２】書込みデータの論理アドレスがバッファ管
理情報４２のエントリに存在しなかった場合には（ステ
ップＴ４のＮｏ）、書込みデータをディスク記憶装置２
に書き込むべきか、書き込みデータを書き込みバッファ
４１に蓄積すべきかを調べる。その判断は、変換マップ
３１の論理アドレスの図示しないエントリを検査するこ
とにより可能である（ステップＴ６）。

【００５３】次に、更新したいデータが障害が発生して
再生されたデータであるか否かを判定する（ステップＴ
７）。

【００５４】更新したいデータが障害が発生して再生さ
れたデータであった場合には（ステップＴ７のＹｅ
ｓ）、書き込みバッファ４１に蓄積したブロック数が故
障したディスクに保存できるブロック数より１少ない数
（（（Ｎ−２）＊Ｋ）−１）の場合、書き込みバッファ
４１に格納できる。そこで、蓄積したブロック数が
（（（Ｎ−２）＊Ｋ）−１）に到達しているか否かを判
定する（ステップＴ８）。

【００５５】蓄積したブロック数が（（（Ｎ−２）＊
Ｋ）−１）に到達していない場合（ステップＴ８のＹｅ
ｓ）には、データを書き込みバッファ４１の空領域に詰
めて格納し（ステップＴ９）、バッファ管理情報４２の
エントリに対応する論理アドレスを設定する（ステップ
Ｔ１０）。その後、ステップＴ３０の処理へ移る。

【００５６】蓄積したブロック数が（（（Ｎ−２）＊
Ｋ）−１）に到達していた場合には（ステップＴ８のＮ
ｏ）、最後の書込みブロックとして、バッファ管理情報
４２に格納された各ブロックの論理アドレスと揮発性メ
モリ３上のタイムスタンプＴＳ＃３１２から論理アドレ
スタグブロック６１を作成する（ステップＴ１１）。

【００５７】図６に示したように、論理アドレスタグブ
ロック６１内のアドレスデータとデータブロックとの間
には、１対１の関係があらかじめ設定されており、各デ
ータブロックの論理アドレスが分かるようになってい
る。論理アドレスタグブロック６１を書込みバッファ４
１内の配置する位置は、障害の発生しているディスク記
憶装置を避け（この場合、ディスク記憶装置２３に障害
が発生しているものとする）、故障したディスク記憶装
置２３に対応する論理アドレスタグブロック６１内の論
理アドレスをＮＵＬＬアドレスとしディスク記憶装置２
１、２２、２４に均等に格納されるように調節し（ステ
ップＴ１２）、ディスク記憶装置２１、２２、２４の空
きストライプ領域を見つけ（ステップＴ１３）、データ
に対応する冗長データであるパリティデータについてパ
リティ無しのストライプデータをディスク記憶装置にま
とめて書き込む（ステップＴ１４）。その後、ステップ
Ｔ２０の処理へ移る。ステップＴ１４の時の様子を図
７、図８に示す。

【００５８】障害が発生していない場合には、書き込み
バッファ４１に蓄積した論理ブロック数が１ストライプ
分に１ブロック少い数（（Ｎ＊Ｋ）−１）場合に、書き
込みバッファ４１に格納できる。書き込みバッファ４１
に蓄積した論理ブロック数を調べ（ステップＴ１５）、
蓄積した論理ブロックが１ストライプ分に１ブロック少
い数（（Ｎ＊Ｋ）−１）より少い場合には（ステップＴ
１５のＹｅｓ）、データを書込みバッファ４１の空領域
に詰めて格納し（ステップＴ９）、バッファ管理情報４
２のエントリに対応する論理アドレスを設定する（ステ
ップＴ１０）。その後、ステップＴ３０の処理へ移る。

【００５９】書き込みバッファ４１に蓄積したブロック
数が１ストライプ分に１ブロック少い数（（Ｎ＊Ｋ）−
１）に到達した場合には（ステップＴ１５のＮｏ）、最
後の書込みブロックとして、バッファ管理情報４２に格
納された各ブロックの論理アドレスと揮発性メモリ上の
タイムスタンプＴＳ＃３１２から論理アドレスタグブロ
ック６１を作成し（ステップＴ１６）、制御装置１によ
って論理アドレスタグブロック６１を加えた１ストライ
プ分のデータからストライプユニット毎の排他的論理演
算を行いＫ個のパリティブロックを生成し（ステップＴ
１７）、ディスク記憶装置２１〜２４の空きストライプ
領域を見つけ（ステップＴ１８）、パリティ付きのスト
ライプデータをディスク記録装置へまとめて書き込む
（ステップＴ１９）。この時の様子を図８に示す。

【００６０】ディスク記憶装置２への書き込みが正常終
了したか検査し（ステップＴ２０）、ディスク記録装置
２から障害により書き込みの失敗を検出した場合には、
即ち正常終了していない場合（ステップＴ２０のＮ
ｏ）、既に障害が発生しているディスク記録装置が存在
するか検査し（ステップＴ２１）、障害が発生していた
場合には（ステップＴ２１のＹｅｓ）、書き込み操作を
中止する（ステップＴ２２）。

【００６１】初めて、障害を検出した場合には（ステッ
プＴ２１のＮｏ）、障害の発生したディスク記憶装置の
識別番号を揮発性メモリ３上に記録し（ステップＴ２
３）、パリティ付きのストライプデータをパリティ無し
のデータに変更し（ステップＴ２４）、再度書き込み要
求を行い（ステップＴ２５）、ステップＴ２０の処理に
移る。

【００６２】ディスク記憶装置２への書き込みが正常終
了した場合には（ステップＴ２０のＹｅｓ）、ディスク
装置２１〜２４へ書込処理が完了した時点で揮発性メモ
リ上にあるタイムスタンプＴＳ＃３１２をインクリメン
ト（カウントアップ）し（ステップＴ２６）、書込みデ
ータの論理アドレスに対応する変換マップ３１を更新し
（ステップＴ２７）、障害が発生したアドレスに対応す
る変換マップ３１のエントリに再生したデータであるフ
ラグが設定されてるかを調べ（ステップＴ２８）、再生
データであった場合には（ステップＴ２８のＹｅｓ）、
フラグをクリアする（ステップＴ２９）。その後、ステ
ップＴ３０の処理へ移る。

【００６３】再生データで無い場合は（ステップＴ２８
のＮｏ）、ステップＴ３０の処理へ移る。

【００６４】これらの処理をホストコンピュータ１０か
らの受け取った書込みデ−タに対するその論理アドレス
の分割したデータが無いかどうか判定する（ステップＴ
３０）。分割したデータが無い場合（ステップＴ３０の
Ｎｏ）は、処理を継続することで書込み処理が実現でき
る（ステップＴ３に戻る）。分割したデータが有る場合
（ステップＴ３０のＹｅｓ）は、処理は終了する。

【００６５】図９に示したように、レベル５のＲＡＩＤ
方式（ＲＡＩＤ５）の場合には、各ディスク装置に均等
に入出力が分散するように、論理アドレスタグブロック
およびＫ個のパリティブロックをディスク記憶装置（ｍ
ｏｄ Ｎ）で巡回的に配置することが望ましい。

【００６６】

【発明の効果】以上詳記したように本発明によれば、書
込み先行記録と２次の記憶装置に対する遅延更新とを行
うオンライン・トランザクション処理システムの更新用
ディスク記憶装置として適用可能である。また、トラン
ザクション中にディスク記憶装置に更新の書込みをせず
に、記憶装置上の揮発性メモリである書込みバッファに
対して更新を行っった時点でトランザクション要求元へ
は書込み完了を返却し、時間をおいてその書込みバッフ
ァを含むライトキャッシュ全体をディスク記憶装置へ書
き込むようにする。このことによって、トランザクショ
ン中の書込み処理におけるレイテンシィが向上する。

【００６７】さらに本発明によれば、本方式をレベル４
のＲＡＩＤ方式( ＲＡＩＤ４方式)およびレベル５のＲ
ＡＩＤ方式( ＲＡＩＤ５方式) に適応した場合には、１
個のストライプ( ディスク数をＮ、ブロック数をＫとす
ると、Ｎ＊Ｋ個の論理ブロック) を一括して更新する事
が可能であるため、パリティ維持のためのディスク読み
出し動作も不要になり、書込み時のオ−バヘッドを減少
させることともに、ディスク装置に障害が発生した場合
の読み込み時のオーバヘッドを減少させることが可能と
なり、本発明の最大の利点が達成される。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施形態に係わるディスクアレイ方
式の概念的構成を示す図。

【図２】同実施の形態に係わるディスクアレイ方式の変
換マップを示す図。

【図３】同実施の形態に係わり、ディスクアレイ方式の
書き込みバッファとバッファ管理情報を示す図。

【図４】同実施の形態に係わり、読み込み処理を示すフ
ローチャート。

【図５】同実施の形態に係わり、書込み処理を示すフロ
ーチャート。

【図６】同実施の形態に係わり、アレイディスクのディ
スク記憶装置に障害がある場合の論理アドレスタグブロ
ックを示す図。

【図７】同実施の形態に係わり、アレイディスクのディ
スク記憶装置に障害がある場合の再生データを格納する
状態を示す図。

【図８】同実施の形態に係わり、アレイディスクのディ
スク記憶装置に論理アドレスタグブロックを示す図。

【図９】同実施の形態に係わり、論理アドレスタグブロ
ックを分散配置した状態を示す図。

【符号の説明】

１…制御装置 ３…揮発性メモリ ４…不揮発性メモリ ５…メモリバックアップ機構 １０…ホストコンピュータ ２（２１、２２、２３、２４）…ディスク記憶装置

Claims (10)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ブロックサイズの正の整数倍（Ｋ）であ
   る予め決められた単位で書き込みを行いアレイ状に配置
   されたＮ台のディスク記憶装置と、上記複数のディスク
   記憶装置へのデータのアクセスを制御する制御装置と、
   上記制御装置に対して上記複数のディスク記憶装置への
   アクセスを指示するホストコンピュータとを備え、 上記複数のディスク記憶装置は、並列に動作し、データ
   を格納するデータ領域と上記データに対応する冗長デー
   タを格納するパリティ領域とを有するディスクアレイ装
   置において、 上記ディスク記憶装置上のデータの位置を示す物理アド
   レスと上記ホストコンピュータからみたデータのアドレ
   スを示す論理アドレスとの対応を示した情報を格納する
   変換マップ部を設けた揮発性記憶手段と、 （Ｎ＊（Ｋ−１））個の論理ブロックに相当する以上の
   容量を持ち、上記ホストコンピュータからの更新データ
   を格納する書き込みバッファ部とこの書き込みバッファ
   部内の空き領域と格納されているデータの論理アドレス
   の情報を格納するバッファ管理情報部とを設けた不揮発
   性記憶手段とを備え、 上記制御装置は、 上記書き込みバッファ部に更新データの長さに応じて上
   記論理ブロックを格納し、上記書き込みバッファ部を上
   記ディスク記憶装置との間で転送されるデータのキャッ
   シュとして管理し、 上記書き込みバッファ部に格納した上記論理ブロックの
   更新を上記論理ブロックが（（Ｎ−１）＊（Ｋ−１））
   個に達するまで遅延し、上記論理ブロックが（（Ｎ−
   １）＊（Ｋ−１））個に達したとき、上記書き込みバッ
   ファ部に格納された各論理ブロックに対する論理アドレ
   スからなる論理アドレスタグブロックを生成し、 （（Ｎ−１）＊（Ｋ−１））個の論理ブロックに上記論
   理アドレスタグブロックを加えた（Ｎ−１）＊Ｋ個の論
   理ブロックからＫ個のパリティブロックを生成し、この
   論理ブロックにパリティブロックを加えたＮ＊Ｋ個の論
   理ブロックを上記Ｎ台のディスク記憶装置上の更新され
   るべきデータを保持している領域とは別の空き領域に書
   き込み、 上記論理ブロックが（（Ｎ−１）＊（Ｋ−１））個に達
   したとき、上記Ｎ台のディスク記憶装置の１つが故障し
   た場合には、この故障したディスク記憶装置が格納すべ
   きデータとして修復したデータを故障していない別のデ
   ィスク記憶装置の空き領域に書き込むことを特徴とする
   ディスクアレイ装置。
2. 【請求項２】 上記Ｎ台のディスク記憶装置からなるデ
   ィスクアレイ装置において、故障したディスク記憶装置
   位置に対応する上記論理ブロックの書き込み処理におい
   ては、 上記故障したディスク記憶装置に対応する上記論理アド
   レスタグブロック内の論理アドレスにＮＵＬＬアドレス
   を設定し、故障したディスク記憶装置には実際の書き込
   み動作を行わず、固定値を書き込んだものとして管理す
   ることを特徴とする請求項１記載のディスクアレイ装
   置。
3. 【請求項３】 上記故障ディスク装置が格納すべきデー
   タを、故障していない別のディスク装置から修復する手
   段は、ホストコンピュータのプロセッサを使用すること
   を特徴とする請求項１または２記載のディスクアレイ装
   置。
4. 【請求項４】 上記故障ディスク装置が格納すべきデー
   タを、故障していない別のディスク装置から修復する手
   段は、制御装置内のプロセッサを使用することを特徴と
   する請求項１または２記載のディスクアレイ装置。
5. 【請求項５】 上記不揮発性記憶手段は、バッテリー等
   の２次電源でバックアップされていることを特徴とする
   請求項１または２記載のディスクアレイ装置。
6. 【請求項６】 ブロックサイズの正の整数倍（Ｋ）であ
   る予め決められた単位で書き込みを行いアレイ状に配置
   されたＮ台のディスク記憶装置と、上記複数のディスク
   記憶装置へのデータのアクセスを制御する制御装置と、
   上記制御装置に対して上記複数のディスク記憶装置への
   アクセスを指示するホストコンピュータとを備え、 上記複数のディスク記憶装置は、並列に動作し、データ
   を格納するデータ領域と上記データに対応する冗長デー
   タを格納するパリティ領域とを有するディスクアレイ装
   置のデータ制御方法において、 上記ディスク記憶装置上のデータの位置を示す物理アド
   レスと上記ホストコンピュータからみたデータのアドレ
   スを示す論理アドレスとの対応を示した情報を格納する
   変換マップ部を設けた揮発性記憶手段と、 （Ｎ＊（Ｋ−１））個の論理ブロックに相当する以上の
   容量を持ち、上記ホストコンピュータからの更新データ
   を格納する書き込みバッファ部とこの書き込みバッファ
   部内の空き領域と格納されているデータの論理アドレス
   の情報を格納するバッファ管理情報部とを設けた不揮発
   性記憶手段とを備え、 上記制御装置は、 上記書き込みバッファ部に更新データの長さに応じて上
   記論理ブロックを格納し、上記書き込みバッファ部を上
   記ディスク記憶装置との間で転送されるデータのキャッ
   シュとして管理し、 上記書き込みバッファ部に格納した上記論理ブロックの
   更新を上記論理ブロックが（（Ｎ−１）＊（Ｋ−１））
   個に達するまで遅延し、上記論理ブロックが（（Ｎ−
   １）＊（Ｋ−１））個に達したとき、上記書き込みバッ
   ファ部に格納された各論理ブロックに対する論理アドレ
   スからなる論理アドレスタグブロックを生成し、 （（Ｎ−１）＊（Ｋ−１））個の論理ブロックに上記論
   理アドレスタグブロックを加えた（Ｎ−１）＊Ｋ個の論
   理ブロックからＫ個のパリティブロックを生成し、この
   論理ブロックにパリティブロックを加えたＮ＊Ｋ個の論
   理ブロックを上記Ｎ台のディスク記憶装置上の更新され
   るべきデータを保持している領域とは別の空き領域に書
   き込み、 上記論理ブロックが（（Ｎ−１）＊（Ｋ−１））個に達
   したとき、上記Ｎ台のディスク記憶装置の１つが故障し
   た場合には、この故障したディスク記憶装置が格納すべ
   きデータとして修復したデータを故障していない別のデ
   ィスク記憶装置の空き領域に書き込むことを特徴とする
   データ制御方法。
7. 【請求項７】 上記Ｎ台のディスク記憶装置からなるデ
   ィスクアレイ装置のデータ制御方法において、故障した
   ディスク記憶装置位置に対応する上記論理ブロックの書
   き込み処理においては、 上記故障したディスク記憶装置に対応する上記論理アド
   レスタグブロック内の論理アドレスにＮＵＬＬアドレス
   を設定し、故障したディスク記憶装置には実際の書き込
   み動作を行わず、固定値を書き込んだものとして管理す
   ることを特徴とする請求項６記載のデータ制御方法。
8. 【請求項８】 上記故障ディスク装置が格納すべきデー
   タを、故障していない別のディスク装置から修復する手
   段は、ホストコンピュータのプロセッサを使用すること
   を特徴とする請求項６または７記載のディスクアレイ装
   置。
9. 【請求項９】 上記故障ディスク装置が格納すべきデー
   タを、故障していない別のディスク装置から修復する手
   段は、制御装置内のプロセッサを使用することを特徴と
   する請求項６または７記載のディスクアレイ装置。
10. 【請求項１０】 上記不揮発性記憶手段は、バッテリー
    等の２次電源でバックアップされていることを特徴とす
    る請求項６または請求項７記載のディスクアレイ装置。