JP2001043028A

JP2001043028A - ディスク・タイムシェアリング装置及び方法

Info

Publication number: JP2001043028A
Application number: JP11215492A
Authority: JP
Inventors: Yuji Hotta; 勇次堀田; Riichiro Take; 理一郎武; Tadashi Kato; 匡史加藤; Mikio Ito; 実希夫伊藤; Hidejiro Ookurotani; 秀治郎大黒谷
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1999-07-29
Filing date: 1999-07-29
Publication date: 2001-02-16
Anticipated expiration: 2019-07-29
Also published as: JP3623697B2; US6715006B1

Abstract

(57)【要約】【課題】ディクス装置に種類の異なる複数の入出力が競
合した場合の性能の最低保証を可能とする。【解決手段】入出力スケジュール機構２０は、ディスク
装置１６への入出力をグループ化した入出力グループを
形成すると共に各入出力グループがディスクを使用する
時間の比率を定義し、定義された時間比率に基づき各入
出力グループが連続してディスク装置を使用できるクォ
ンタムτ１〜τ３を決定し、複数の入出力グループから
ディスク装置に入出力の依頼を受け付けている場合、競
合した入出力グループ間で割当時間τ１〜τ３を順番に
切り替えてディスク装置を使用するタイムシェアリング
を行う。更に、割当時間制御部３５で、各入出力グルー
プの過密具合に応じて余ったクォンタムの割当時間を不
足側のクォンタムに配分する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、複数の入出力に基
づいてディスク装置の使用をスケジューリングするディ
スク・タイムシェアリング装置及び方法に関し、特に、
競合する入出力に対し割当て時間を順番に切替えるよう
にディスク装置の使用をスケジューリングするディスク
・タイムシェアリング装置及び方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、ハードディスクドライブ等のディ
スク装置を使用してデータを管理するストレージシステ
ムにあっては、例えばディクス装置をＲＡＩＤ構成の装
置とし、このＲＡＩＤ装置をディスク制御装置の配下に
接続して上位のホストからの入出力を処理したり、直
接、サーバにＲＡＩＤ装置を接続し、サーバＯＳからの
入出力を処理するようにしている。

【０００３】このようなストレージシステムにあって
は、同一のディスク装置に対して、応答時間の保証が要
求されるランダムアクセスと、単位時間当たりの処理量
が重視されるシーケンシャルアクセスを行う必要がある
場合、ランダムアクセスとシーケンシャルアクセスが競
合しないように、時間帯を分けた運用を行っている。例
えば、昼間は、ディスク装置のデータベースに対してラ
ンダムアクセス中心のＯＬＴＰ業務（On Line transact
ion Processing）を行い、業務終了後の夜間にデータベ
ースのバックアップを行っている。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】１．ランダムアクセス
とシーケンシャルアクセスの資源配分しかしながら、このようなストレージシステムにあって
は、業務の無停止化（フォルトトレーラント）に伴い、
夜間といえどもランダムアクセス系のＯＬＴＰ業務を継
続する必要が出てきたため、ランダムアクセス系のＯＬ
ＴＰ業務中にシーケンシャルアクセスであるバックアッ
プの実行が必要となってきている。

【０００５】ランダムアクセスのみの場合は、ある平均
応答時間、例えば30ｍｓを満たせる単位時間当りの入出
力回数であるＩＯＰＳ（Input Output Per Second ）、
例えば１００IOPSを見積もることができる。シーケンシ
ャルアクセスのみの場合は、例えば２０ＭＢ／ｓといっ
たスループットを見積もることができる。

【０００６】ところが、ランダムアクセスとシーケンシ
ャルアクセスを同時に行った場合は、受け付けた入出力
を要求をＦＩＦＯを用いたキューで処理するため、ラン
ダムアクセスがディスク装置を使用できる時間およびシ
ーケンシャルアクセスがディスク装置を使用できる時間
を保証する仕組みがない。

【０００７】例えば、平均応答時間３０ｍｓで５０IOPS
のランダムアクセスと、５ＭＢ／ｓのシーケンシャルア
クセスが欲しい場合でも、シーケンシャルアクセスが頻
繁に発生するとシーケンシャルアクセスのスループット
は、上がる必要はないのであるが、５ＭＢ／ｓから１０
ＭＢ／ｓに上がる。逆にランダムアクセスで平均応答時
間３０ｍｓを満たすIOPSは、低下させたくはないにもか
かわらず、５０IOPSから２５IOPSに低下する。２．論理ボリューム間の資源配分また従来のストレージシステムは、性能要件の異なるデ
ータは異なるディスク装置に配置することで、それぞれ
の性能特性を引き出している。例えば、小量データのラ
ンダムアクセスで応答時間の保証が要求されるデータ
と、大量データのシーケンシャルアクセスで単位時間当
たりの処理量が重視されるデータは、異なるディスク装
置に配置している。

【０００８】ところが、ディスク装置の大容量化に伴
い、異なる性能要件のデータを同一ディスク装置に配置
するケースが増えてきている。このように異なる性能要
件の論理ボリュームを同一ディスクに配置した場合も同
様の問題が生じる。従来は、受け付けた入出力をＦＩＦ
Ｏでスケジュールして論理ボリューム間のディスク資源
分配を制御する仕組みがない。このため、ある論理ボリ
ュームへの入出力が頻繁に発生すると、他の論理ボリュ
ームへの入出力性能が低下する。

【０００９】例えば、１０IOPSを保証して欲しいボリュ
ームＡと、５０IOPSを保証して欲しいボリュームＢを同
一ディスクに配置した場合、ボリュームＡへのアクセス
が頻繁に発生するとボリュームＡのIOPSは、上がる必要
はないにもかかわらず、１０IOPSから２０IOPSに上が
る。逆にボリュームＢのIOPSは、低下させたくはないに
もかかわらず、５０IOPSから４０IOPSへと低下する。３．通常処理とバックアップ／コピー処理間の資源配分従来のストレージシステムで、同一ディスク装置上に複
数の論理ボリュームが存在し、個々の論理ボリューム単
位でバックアップやコピーを行う場合を考える。従来
は、バックアップ／コピー処理による通常の入出力への
影響を抑えるため、バックアップ／コピー処理のペース
（インターバル）を、バックアップ／コピー処理の実行
時に設定する手法を採っている。

【００１０】ところが、ボリュームＡをコピー中に、ボ
リュームＡと同じディスク装置上のボリュームＢに対し
てコピーを実行すると、同時に２多重のコピー処理が同
一のディスク装置上で動作するため、通常の入出力への
影響は２倍になる。４．通常処理とリビルディング間の資源配分ＲＡＩＤ装置では、複数のディスクドライブでデータを
冗長化させることにより、１つのディスクドライブに障
害が発生しても残りのディスクドライブからデータを復
旧することができる。このため、ＲＡＩＤ装置では、デ
ィスクドライブに障害が発生しても、通常の入出力を継
続することができる。

【００１１】また、交換されたディスクドライブに対し
て、残りのディスクドライブからデータの復旧が行われ
る。この復旧処理のことをリビルディング(Rebuilding)
と呼ぶ。リビルディングは、ＲＡＩＤ装置を構成するデ
ィスクドライブに対する入出力処理を伴うため、同一の
ディスクドライブを通常の入出力と奪い合うことにな
る。

【００１２】このため、リビルディングにより通常の入
出力の性能は低下する。例えば、ミラー構成をとるＲＡ
ＩＤ１の場合、リビルディングは、ディスクドライブの
障害により１台になったディスクドライブから交換され
た新しいディスクドライブへデータをコピースる処理で
あり、コピー元のディスクドライブに対しリード入出力
が発生する。このリード入出力が通常の入出力を持たせ
ることになり、通常の入出力の性能が低下する。

【００１３】この問題を解消するための従来のアプロー
チは２つある。第１のアプローチは、通常の入出力に影
響を与えないように、十分長いインターバルで、十分小
さいデータをコピーする。のこ場合、通常の入出力への
影響は小さくすることができるが、リビルディング完了
までの時間が長くなる。例えば９ＧＢのディスクドライ
プで構成するＲＡＩＤ１の場合、１０時間前後が必要と
なる。

【００１４】第２のアプローチは、ディスクドライブが
空いていれば、即ち、通常の入出力でディスクドライブ
を使用していなければ、リビルディングの入出力をスケ
ジュールする。この場合の問題は、リビルディング完了
までの時間が保証できない点にある。これはディスクド
ライブがほとんど空いていないと、リビルディングに長
時間必要になってしまう。５．最大応答時間保証ミッションクリティカルな業務では、入出力性能の要件
として平均応答時間の他に最大応答時間が重要となる。
近年のディスク装置は、実行待ち入出力を処理時間が最
短になるように並び替えるリ・オーダリング機能（Re-o
rdering 機能）を持っている。

【００１５】リ・オーダリング機能は、ディスク装置
が、実行待ち入出力の中からシーク時間と回転待ち時間
の和で定義されるポジショニング時間を最小にする入出
力を、次に実行する入出力として選ぶ機能である。ディ
スク装置に入出力を依頼する際に、リ・オーダリングの
対象として良い旨のタスク指定となるシンプルタスク
（Simple task）をディスク装置に通知する。

【００１６】ディスク装置はシンプルタスク指定の入出
力の場合は、ポジショニング時間を最小にするような順
番で入出力をスケジュールする。これにより、ランダム
アクセス時の平均処理時間が短縮される。例えば、ラン
ダムアクセスの平均処理時間は、リ・オーダリング機能
を使用することにより、９ｍｓから５ｍｓに短縮する。

【００１７】リ・オーダリング機能は、このようにディ
スク装置のスループットを向上させるが、最大応答時間
が大きくなる問題がある。これは、次の入出力にポジシ
ョニング時間が最小となる入出力を選択するため、ある
入出力が長い間待ちのままでスケジュールされない現象
が発生するためである。

【００１８】この現像を解決するため、ディスク装置
は、リ・オーダリングの対象として良いことを指定する
シンプルタスクの他に、オーダードタスク（Ordered ta
sk）を指定する機能を備えている。オーダードタスクの
指定で入出力を依頼すると、ディスク装置は、それまで
に受け付けていた未だ完了していない入出力を全て完了
させた後、オーダードタスクの入出力をスケジューリン
グする。

【００１９】このようにシンプルタスクの間にオーダー
ドタスクを混ぜることにより、入出力の最大応答時間の
延長を抑えることが可能となる。しかし、ランダムアク
スセとシーケンシャルアクセス間、論理ボリューム間、
通常処理とバックアップ／コピー処理やリビルディング
処理間の資源配分を考えた場合、スループット（IOPS）
を向上させるためのシンプルタスクの利用に加え、シン
プルタクスクを使った場合の最大応答時間の保証も考慮
に入れる必要がある。

【００２０】本発明の目的は、ディクス装置に種類の異
なる複数の入出力が競合した場合の性能の最低保証を可
能とするディスク・タイムシェアリング装置及び方法を
提供することを目的とする。

【００２１】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。本発明のディスク・タイムシェアリング装置
は、図１（Ａ）のように、１又は複数のディスクドライ
ブ２４を備えたディスク装置１６、ディスク装置１６に
入出力要求を発行する入出力要求部１８、入出力スケジ
ュール機構２２及び割当時間制御部３５を備える。

【００２２】このうち入出力スケジュール機構２２は、
ディスク装置１６への入出力をグループ化した入出力グ
ループを形成すると共に各入出力グループがディスク装
置１６を使用する時間の比率を定義し、定義された時間
比率に基づき各入出力グループが連続してディスク装置
１６を使用できるクォンタムτ１，τ２，τ３（割当時
間）を決定し、複数の入出力グループからディスク装置
１６に入出力の依頼を受け付けている場合、図１（Ｂ）
のように、競合した入出力グループ間でクォンタムτ
１，τ２，τ３を順番に切り替えてディスク装置１６を
使用するタイムシェアリングを行う。

【００２３】更に、割当時間制御部３５は、入出力グル
ープの入出力処理要求の過密具合に応じて割当時間をダ
イナミックに変動させる。

【００２４】このような本発明のディスク・タイムシェ
アリング装置によれば、ランダムアクセス、シーケンシ
ャルアクセス、コピー（シーケンシャル）等の複数の入
出力グループに分けてクォンタムを割当てた場合、特定
の入出力グループでの入出力要求が少なくなってクォン
タムに余剰時間が生じた場合、他の入出力要求の多い入
出力グループのまクォンタムに余剰時間がダイナミック
に配分され、そのためディスク装置に遊び時間を生ずる
ことなく効率よくアクセスできる。

【００２５】割当時間制御部３５は、処理要求の少ない
入出力グループの余った割当時間を、処理要求が多い入
出力グループの割当時間を延長させることで配分する。

【００２６】また割当時間制御部３５は、処理要求の少
ない入出力グループの余った割当時間を、処理要求が多
い入出力グループの割当時間を変えることなく頻度を増
やすことで配分する。

【００２７】ところで、本発明によって、複数の入出力
グループでいずれかで生じたクォンタムの余剰時間を、
入出力要求の多い別の入出力グループのクォンタムに配
分する場合、初期設定した比率に従って固定的に配分さ
れる。

【００２８】しかし、入出力グループをランダムアクセ
ス、シーケンシャルアクセス、コピーアクセス等に分け
ていた場合、シーケンシャルアクセスで余剰時間が生
じ、このときコピーアクセスの入出力要求がたまたま多
かったとすると、余剰時間はコピーアクセスに配分され
てしまい、その結果、ランダムアグセスのレスポンス時
間が大幅に伸びてしまうこと恐れがある。

【００２９】そこで、本発明にあっては、入出力スケジ
ュール機構２０で複数の入出力グループをまとめて２以
上の上位グループを形成し、割当時間制御部３５は、上
位グループ内においてのみ各入出力グループ間で余剰時
間の配分を行うことを特徴とする。

【００３０】例えばランダムアクセスとシーケンシャル
アクセスを正常系グループに入れ、コピーアクセスを異
常系グループに入れ、この上位グループ間での余剰時間
の配分を禁止することで、例えばシーケンシャルアクセ
スの余剰時間を上位グループ内のランダムアクセスに配
分でき、そのレスポンス時間を保証できる。

【００３１】割当時間制御部３５は、上位グループの相
互間で余剰時間の配分を行うようにしてもよい。この場
合、割当時間制御部３５は、ある上位グループに属する
全ての入出力グループに余剰時間がある場合に、他の上
位グループの処理要求の多い入出力グループに余剰時間
を配分する。

【００３２】また割当時間制御部３５は、ある上位グル
ープに属する一部の入出力グループに余剰時間がある場
合に、他の上位グループの処理要求の多い入出力グルー
プに余剰時間を配分する。更に割当時間制御部３５は、
配分先の上位グループに余剰時間を使い切る入出力グル
ープがない場合は、他の上位グループに配分しない。

【００３３】入出力スケジュール機構２０は上位グルー
プに優先度を設定し、割当制御部３５は、優先度の高い
上位グループから順番に入出力要求の過密具合を調べ、
入出力処理要求の多い上位グループに他の上位グループ
の余剰時間を配分する。

【００３４】また割当制御部３５は、逆に優先度の低い
上位グループから順番に入出力要求の過密具合を調べ、
入出力処理要求の多い上位グループに他の上位グループ
の余剰時間を配分してもよい。

【００３５】更に割当制御部は優先度の低い上位グルー
プから優先度の高い上位グループに対してのみ余剰時間
を配分することで、例えば異常系のコピーアクセスで生
じた余剰時間を正常系のランダムアクセス又はーケンシ
ャルアクセスに反映し、レスポンス時間又はスループッ
トを保証することができる。

【００３６】また割当制御部３５は、予め指定した任意
の上位グループに他の上位グループの余剰時間を配分し
てもよい。割当時間制御部３５は、ある上位グループに
属する入出力処理要求の少ない入出力グループの余った
割当時間を、他の上位グループに属する入出力処理要求
が多い入出力グループの割当時間を延長させること、又
は入出力グループの割当時間を変えることなく頻度を増
やすことで配分する。

【００３７】本発明は、１又は複数のディスクドライブ
を備えたディスク装置１６と、ディスク装置１６に入出
力要求を発行する入出力要求部１８と、入出力要求に基
づいてディスク装置１６の使用をスケジューリングする
入出力スケジュール機構２０とを備えたディスク・タイ
ムシェアリング方法を提供する。

【００３８】このディスク・タイムシェアリング方法
は、ディスク装置１６への入出力を種別に応じてグルー
プ化した入出力グループを形成すると共に各入出力グル
ープが連続してディスク装置を使用できる割当時間（ク
ォンタム）を定義し、複数の入出力グループからディス
ク装置１６に入出力の依頼を受け付けている場合、競合
した入出力グループ間で割当時間を順番に切り替えてデ
ィスク装置を使用し、入出力グループの入出力処理要求
の過密具合に応じて割当時間を変動させる。

【００３９】この場合も、処理要求の少ない入出力グル
ープの余った割当時間を、処理要求が多い入出力グルー
プの割当時間を延長させるか、或いは、処理要求が多い
入出力グループの割当時間を変えることなく頻度を増や
すことで配分する。

【００４０】更に、複数の入出力グループをまとめて２
以上の上位グループを形成し、上位グループ内において
のみ各入出力グループ間で余剰時間を配分するか、或い
は、上位グループの相互間で余剰時間を配分する。これ
以外の詳細は装置の場合と同じになる。

【００４１】

【発明の実施の形態】図２は、本発明が適用されるスト
レージシステムのブロック図である。図２において、ス
トレージシステムは、デバイス制御装置１２、アレイデ
ィスク装置１４、及びディスク装置１６で構成される。
デバイス制御装置１２に対しては、ホスト１０−１〜１
０−ｎが接続されており、ホスト１０−１〜１０−ｎの
アプリケーションにより入出力要求をデバイス制御装置
１２に対し行っている。

【００４２】アレイディスク装置１４は、デバイス制御
装置１２からの入出力要求を受けつけ、ディスク装置１
６に対し受けつけた入出力要求を発行する。本発明のデ
ィスク・タイムシェアリング装置は、アレイディスク装
置１４に設けた入出力要求依頼部１８及びディスク入出
力スケジュール機構２０と、ディスク装置１６に設けた
ディスク入出力処理部２２及びディスクドライブ２４−
１〜２４−ｎで構成される。

【００４３】またディスク装置１６に設けている複数の
ディスクドライブ２４−１〜２４−ｎがＲＡＩＤ構成を
とる場合には、アレイディスク装置１４にはＲＡＩＤ制
御機構がさらに設けられることになる。

【００４４】図３は、図２のストレージシステムに適用
された本発明のタイムシェアリング装置の基本的な実施
形態のブロック図であり、ＲＡＩＤ構成のディスク装置
を例にとっている。

【００４５】図３において、アレイディスク装置１４
は、入出力要求部１８、ＲＡＩＤ制御部２６、ディスク
入出力スケジュール機構２０を備える。またディスク装
置１６にはディスク入出力処理部２２が設けられ、この
ディスク入出力処理２２に対し、例えばＲＡＩＤ１の構
成（ミラーディスク構成）をとる２台のディスクドライ
ブ２４−１，２４−２が接続されている。

【００４６】このような本発明のディスク・タイムシェ
アリング装置は、入出力要求部１８からのディスク装置
１６への入出力要求をグループ化して入出力グループを
形成すると共に、各入出力グループがディスク装置１６
を使用する時間の比率を定義し、定義された時間比率に
基づき各入出力グループが連続してディスク装置を使用
できるクォンタム（割当時間）を決定し、複数の入出力
グループから依頼を受けつけている場合に競合した入出
力グループ間でクォンタムを順番に切り替えてディスク
装置１６を使用するようにスケジューリングする処理を
行う。

【００４７】また、入出力グループにおける入出力要求
の過密具合に応じてクォンタムをダイナミックに変動さ
せ、ディスク装置１６の効率的な使用を実現する。

【００４８】このような本発明のディスク・タイムシェ
アリング処理を実現する図３の各部の構成及び機能を更
に詳細に説明すると次のようになる。入出力要求部１８
は、例えば図２に示した上位のデバイス制御装置１２か
らのコマンドに基づきディスク装置１６に対する入出力
要求をＲＡＩＤ制御部２６を介してディスク入出力スケ
ジュール機構２０に発行する。ＲＡＩＤ制御部は、依頼
された論理入出力要求を物理入出力要求に変換する処理
を主に行う。

【００４９】ディスク入出力スケジュール機構２０に
は、ディスク・タイムシェアリング制御情報３０−１，
３０−２、入出力スケジュール部３２、入出力要求受付
部３４、及び入出力完了処理部３６が設けられる。ディ
スク・タイムシェアリング制御情報３０−１，３０−２
は、ディスク装置１６に設けているディスクドライブ２
４−１，２４−２単位に設けられる。

【００５０】入出力スケジュール部３２は、ディスクド
ライブ２４−１，２４−２単位に設けられたディスク・
タイムシェアリング制御情報３０−１，３０−２を参照
及び更新してディスク・タイムシェアリングを行う。

【００５１】また入出力スケジュール部３２には、割当
時間制御部３５の機能も含まれ、各入出力グループにお
ける入出力要求の過密具合に応じてクォンタムをダイナ
ミックに変動させる。

【００５２】この割当制御部３５による余剰時間の半分
には、余剰時間によるクォンタムの延長余剰時間によるクォンタムの頻度増加の２つがある。

【００５３】即ち、割当制御部３５は処理要求の少ない
入出力グループの余った時間を、処理要求の多い別の入
出力グループのクォンタムを延長することで配分する
か、或いは、クォンタムを変えることなく頻度を殖やす
ことで配分する。

【００５４】ここでディスク・タイムシェアリング制御
情報３０−１について説明すると、この実施形態にあっ
ては入出力グループをＧ１，Ｇ２，Ｇ３の３つに分けて
定義した場合を例にとっており、入出力グループＧ１〜
Ｇ３に対応してスケジュール待ちグループキュー３８−
１，３８−２が設けられる。このスケジュール待ちグル
ープキュー３８−１〜３８−３には、入出力要求受付部
３４で受けつけた入出力要求がキューを構成するＦＩＦ
Ｏに格納することで並ぶ。

【００５５】また入出力グループＧ１〜Ｇ３に対応して
完了待ちグループキュー４０−１，４０−２，４０−３
が設けられる。完了待ちグループキュー４０−１，４０
−３には、ディスク装置１６への入出力依頼が完了し、
ディスク装置１６から入出力完了応答を受けていない入
出力要求がキューを構成するＦＩＦＯに格納することで
並んでいる。

【００５６】更に入出力グループＧ１〜Ｇ４に対応して
グループ用クォンタム４２−１，４２−２，４２−３が
設けられる。このグループ用クォンタム４２−１〜４２
−３には、入出力グループＧ１〜Ｇ３がディスク装置１
６を使用する時間の比率α１，α２，α３を予め定義
し、この定義された比率α１，α２，α３に基づき、そ
れぞれの入出力グループＧ１〜Ｇ３が連続してディスク
装置を使用できる割当時間となるクォンタムτ１，τ
２，τ３を決定して格納している。

【００５７】例えば１回のタイムシェアリングを行なう
タイムシェアリング周期をＴｃとすると、入出力グルー
プＧ１〜Ｇ３のクォンタムτ１〜τ３は次式で定義され
る。

【００５８】τ１＝α１・Ｔｃ τ２＝α２・Ｔｃ τ３＝α３・Ｔｃこのような入出力グループＧ１〜Ｇ３のディスク装置１
６の使用を決めるクォンタムτ１〜τ３の適正値は次の
ようにして決める。まずクォンタムは値を小さくしすぎ
るとディスク装置１６の入出力処理時間に近くなり、ポ
ジショニング時間を最小とするように入出力を選択する
リ・オーダリングの効果が小さくなり、全体の入出力性
能が低下する。

【００５９】逆にクォンタムの値が大きすぎると、他の
入出力グループに切り替えるクォンタムの待ち時間が延
びることにより、平均入出力処理時間及び最大入出力処
理時間が延びることになる。例えばクォンタムτ１とク
ォンタムτ２をそれぞれ１時間に設定すると、クォンタ
ムτ１の処理中はクォンタムτ２の入出力を実行できな
いため、クォンタムτ２の入出力はクォンタムτ１の終
了を１時間待つことになる。

【００６０】本願発明者の実験によれば、入出力の平均
処理時間が数ｍｓ〜２０ｍｓのディスク装置１６の場
合、クォンタムの値としては数十ｍｓ〜数百ｍｓが望ま
しい。

【００６１】ここでディスク入出力スケジュール機構２
０でグループ化する入出力としては、例えば次のグルー
プ化がある。

【００６２】シーケンシャルアクセスランダムアクセスコピー／バックアップ処理ＲＡＩＤのリ・ビルディング処理この内、ランダムアクセスとシーケンシャルアクセスは
正常系処理に属し、コピー／バックアップ処理やリビル
ディング処理は異常系処理に属する。このためディスク
タイムシェアリング制御情報３０−１の入出力グループ
としては、例えばランダムアクセスグループ、シーケン
シャルアクセスグループ、及び異常系グループに分ける
ことができる。

【００６３】更にディスク・タイムシェアリング制御情
報３０−１には、現クォンタム種別４４、現クォンタム
開始時刻４６、更に次入出力タスク種別４８が設けられ
る。この現クォンタム種別４４のディスク装置１６のデ
ィスクドライブ２４−１，２４−２毎に設けられ、現
在、ディスクドライブ２４−１，２４−２を使用してい
る入出力グループの識別子が設定される。

【００６４】現クォンタム開始時刻４６は、ディスク装
置１６のディスクドライブ２４−１，２４−２毎に設け
られ、クォンタム識別子に設定されている現在のクォン
タムが開始した時刻Ｔ0 が設定される。更に次入出力タ
スク種別４８は、ディスク装置１６のディスクドライブ
２４−１，２４−２毎に設けられ、次のディスクドライ
ブに対する入出力依頼をシンプル・タスクとするかオー
ダード・タスクとするかが設定される。

【００６５】この次入出力タスク種別４８に設定される
シンプル・タスク又はオーダード・タスクは、ディスク
装置１６におけるリ・オーダリング機能の効果を十分に
生かすために行う。

【００６６】ここでディスク装置１６のリ・オーダリン
グ機能は、ディスクドライブ２４−１又は２４−２のそ
れぞれについて、実行待ちの入出力の中からシーク時間
と回転時間の和で与えられるポジショニング時間を最小
とする入出力を次に実行する入出力として選ぶ機能であ
る。

【００６７】このようなリ・オーダリング機能を備えた
ディスク装置に入出力を依頼する場合、サンプル・タス
クを指定するとリ・オーダリングの対象としてよいこと
をディスクドライブに通知することになる。このサンプ
ル・タスクを指定した入出力を受けつけたディスクドラ
イブは、ポジショニング時間を最小とするような順番で
入出力をスケジュールする。

【００６８】しかしながらリ・オーダリング機能は常に
ポジショニング時間が最小となる入出力を選択するた
め、ある入出力が長い間待ちのままスケジュールされな
い現象が発生する。この現象を解消するためディスクド
ライブはシンプル・タスクの他にオーダー・タスクの機
能を備えている。

【００６９】オーダー・タスクを指定して入出力を依頼
すると、ディスクドライブはそれまで受け継いでいた未
だ完了していない入出力を全て完了させた後に、オーダ
ード・タスクの入出力をスケジュールする。このためシ
ンプル・タスクの間にオーダード・タスクを混ぜること
で、入出力の最大応答時間の延長を押さえることが可能
となる。

【００７０】本発明のディスク・タイムシェアリング処
理にあっては、クォンタムを切り替えた後の最初の入出
力は、オーダード・タスクを指定してディスク装置１６
に依頼し、クォンタム切り替え前の未だ完了していない
入出力を完了させた後に次のクォンタムの入出力を実行
する。このためクォンタムに切り替えた後の２つ目以降
の入出力についてはシンプル・タスクを指定する。

【００７１】またひとつの入出力グループからの入出力
しかない場合には、その入出力グループのスケジュール
を連続するためにクォンタムをリセットしながら繰り返
すことになる。この場合にあってはクォンタムをリセッ
トした直後の最初の入出力はオーダード・タスクで依頼
し、前のクォンタムで完了してない入出力を総て完了し
た後にリセット後のクォンタムの入出力をスケジュール
する。

【００７２】これによって複数の入出力グループの入出
力が競合する場合、及びひとつの入出力グループのみの
入出力のみを連続させる場合の最大応答時間の延長を防
止することができる。

【００７３】図４は、図３のディスク入出力スケジュー
ル機構２０に設けている入出力スケジュール部３２によ
るディスク・タイムシェアリングのスケジュールの一例
であり、余剰時間のない場合である。

【００７４】図４において、入出力グループＧ１〜Ｇ３
について、ディスク・タイムシェアリング制御情報３０
−１のスケジュール待ちグループキュー３８−１〜３８
−３に入出力要求が格納されている競合状態にあって
は、入出力グループＧ１〜Ｇ３毎に決定されたクォンタ
ム持ち時間τ１，τ２，τ３に従って、グループＧ１〜
Ｇ３の順に各入出力をスケジューリングしてディスク装
置１６に入出力を依頼する。

【００７５】例えば時刻ｔ０からのクォンタム持ち時間
τ１の間は、入出力グループＧ１の２つの入出力がスケ
ジュールされる。クォンタム切替えは、入出力完了時点
の時刻が現クォンタム切替え時刻を越えた時点で、次の
入出力グループのクォンタムに切替える。この切替えは
次式で判断する。（現在クォオンタムの入出力開始時刻）＜（現クォンタム開始時刻＋クォンタム）（１）即ち、（１）式を満たせば、現クォンタム種別に対応す
る入出力グループの入出力をディスク装置に依頼し、満
たさない場合は、次の入出力グループのクォンタムに切
替える。

【００７６】次の入出力グループＧ２のクォンタム持ち
時間τ２の間には、例えば６つの入出力がスケジュール
されている。更に時刻ｔ２でクォンタム持ち時間τ２が
経過すると、入出力グループＧ３のクォンタム持ち時間
τ３への切り替えが行われ、例えば入出力グループＧ３
の３つの入出力がスケジュールされる。以下同様にクォ
ンタム持ち時間τ１，τ２，τ３を切り替えて、それぞ
れの入出力グループの入出力をスケジュールする。

【００７７】図５は、特定の入出力グループの入出力の
みが連続した場合のタイムシェアリング処理の一例であ
る。図５において、時刻ｔ０で入出力グループＧ１のみ
の入出力が図３のスケジュール待ちグループキュー３８
−１に並んでおり、残りの入出力グループＧ２，Ｇ３の
スケジュール待ちキュー３８−２，３８−３は空であっ
たとする。

【００７８】この場合には時刻ｔ０からの入出力グルー
プＧ１のクォンタム持ち時間τ１で入出力グループＧ１
の２つの入出力をスケジュールした後、時刻ｔ１でクォ
ンタム持ち時間τ１をリセットすることで次の同じ入出
力グループＧ１のクォンタムτ持ち時間１をリ・スター
トさせ、例えば３つの入出力をスケジュールする。

【００７９】このようにひとつの入出力グループの入出
力のみ待ち状態にある時は、そのクォンタムをリセット
することで連続してひとつの入出力グループの入出力を
スケジュールする。

【００８０】更に図５にあっては、時刻ｔ２で３つの入
出力グループＧ１〜Ｇ３の入出力が競合状態となること
で、次のクォンタム持ち時間τ２への切り替えが行われ
ている。

【００８１】この図４及び図５に示したディスク・タイ
ムシェアリングのスケジュールにおいて、ディスクドラ
イブに対する入出力の依頼は、クォンタムを切り替えた
直後の入出力はオーダード・タスクで依頼し、２回目以
降の次のクォンタム切替えまでの入出力はシンプル・タ
スクで依頼する。

【００８２】このようにディスクドライブ２４−１，２
４−２のリ・オーダリング機能を生かすためには、クォ
ンタムを切り替えた際に現在ディスクトドライブ２４−
１，２４−２に依頼している入出力要求が全て完了する
までの時間を予測し、この予測時間が切り替え後のクォ
ンタム以内であれば、切り替え後にクォンタムの入出力
を依頼し、予測時間が切り替え後のクォンタムを越えて
いた場合には、切り替え後の入出力を依頼せずに次のク
ォンタムへの切り替えを待つようにする。

【００８３】これはディスク装置１６のリ・オーダリン
グの恩恵を受けるためにはディスク入出力スケジュール
機構２０において、できるだけ多くの入出力をディスク
装置１６に依頼する環境を作るためである。

【００８４】シンプルタスクを使う場合、ディスク装置
に対して複数の入出力要求を依頼することになる。本発
明のディスクタイムシェリングは、ディスク装置での入
出力処理時間の時分割制御を目的としているので、ディ
スク装置へ入出力要求を依頼する際には、依頼された複
数の要求をディスク装置で処理するのに必要な時間を予
測し、次のクォンタムに切替えた後に切替え後のクォン
タム種別の入出力をディスク装置に投入するか否か判断
する必要がある。

【００８５】このため、クォンタム切替え時に現在ディ
スクドライブに依頼している要求が次のクォンタム内で
完了して新たな入出力要求が投入できるか否かを判断す
るため残り時間τr を次式で算出する。 τr ＝Ｔ0 ＋τ−Ｔw −Ｔnow （２）但し、Ｔ0 はクォンタム開始時刻（予測値） τはクォンタム割当時間Ｔw は未処理Ｉ／Ｏ処理時間（予測値）Ｔnow は現在時刻Ｔ0 ＝Ｔs ＋Ｔw （３）但し、Ｔs は切替え前のクォンタム開始時刻Ｔw ＝Ｎ×Ｔａ（４）但し、Ｎは未処理のＩ／Ｏ数Ｔa はアクセス種別毎によるＩ／Ｏの平均処理時間ここで未処理Ｉ／０とは、ディスク装置に入出力要求を
投入して完了応答が返っていなものをいう。この未処理
Ｉ／Ｏには、本発明の実施形態の場合、前未処理Ｉ／
Ｏ、前々未処理Ｉ／Ｏおよび全未処理Ｉ／Ｏがあり、そ
れぞれ直前のクォンタムの未処理Ｉ／Ｏ、２つ前のクォ
ンタムの未処理Ｉ／Ｏ、および全てのクォンタムを通じ
た未処理Ｉ／Ｏを意味する。

【００８６】またクォンタム開始時刻Ｔ0 も予測値であ
り、前クォンタムの残り時間予測により、現クォンタム
への切替えを判断した際に予測する。この時、ディスク
装置上で前クォンタムの未処理Ｉ／Ｏの処理が全て完了
するのに必要な時間Ｔｗを（４）式で予測し、ディスク
装置上での前クォンタムの終了時刻、即ち、現クォンタ
ムの開始時刻Ｔ0 を（３）式で予測する。

【００８７】（１）式の残り時間τｒは、ディスク入出
力スケジュール機構が新たな入出力を受け付けた場合、
またはディスク装置から入出力の完了応答を受けた場合
に算出され、残り時間Ｔr がＴr ＞０あれば、残り時間ありと判断し、現クォンタムの入出力
をディスク装置に投入する。またＴr ≦０であれば、残り時間なしと判断し、クォンタムを切替え
る。

【００８８】ここで前記（１）式のの残り時間τr の算
出に使用するディスクドライブの平均入出力処理時間Ｔ
a の算出方法は、例えば直前のｎ個の入出力処理時間の
平均値とする。この場合ｎは例えばｎ＝１０の有限値で
あってもよし、例えばｎ＝∞つまりシステム始動時から
の総ての入出力についてでもよい。

【００８９】更に入出力処理時間の平均値の算出につい
ては、入出力グループ毎に平均値を算出する方法と、全
ての入出力グループの平均値を算出する方法のいずれか
とすることができる。

【００９０】一方、大量データをアクセスする場合、ポ
ジショニング時間がデータ転送時間に比較して短いた
め、アクセスするデータ量とディスクドライブの転送能
力から平均入出力処理時間Ｔa を予測する。この場合、
ポジショニング時間はリ・オーダリング機能の恩恵をど
の程度受けられるか、即ちその時のディスクドライブで
のリ・オーダリング対象の入出力の数、個々の入出力要
求のアドレスの分散具合などによって違ってくるが、大
量データアクセスの場合、処理時間に占めるポジショニ
ング時間の割合が小さいため、この場合には処理時間を（平均ポジショニング時間）＋（データ転送時間）と予測する。

【００９１】例えば転送速度が２０ＭＢ／ｓ、平均回転
待ち時間が３ｍｓ、平均シーク時間が５ｍｓのディスク
ドライブで１ＭＢのデータをアクセスする場合、平均ポ
ジショニング時間が８ｍｓに対し、転送時間は５２ｍｓ
なので、処理時間は両者を加えた６０ｍｓとする。

【００９２】図６は、クォンタム切替え時の残り時間予
測の例であり、シーケンシャル・クォンタムとランダム
・クォンタムを交互に繰り返す場合について、図６
（Ａ）〜（Ｊ）と時間が経過する場合の例である。

【００９３】図６（Ａ）（Ｂ）は、ランダム・クォンタ
ムからシーケンシャル・クォンタムへの切替え時に、次
のクォンタム開始時刻Ｔ0 を予測する例である。ランダ
ム・クォンタムに切替っている現在時刻Ｔnow で、ラン
ダム・クォンタムの残り時間不足になったとする。この
とき、前クォンタムのシーケンシャルＩ／Ｏが１要求、
現クォンタムのランダムＩ／Ｏが３要求の完了応答が返
ってきておらず、ディスク装置で処理中である。

【００９４】この場合、図６（Ｂ）のように、ディスク
装置に投入している処理中Ｉ／Ｏが全て完了するまでの
時間Ｔw1を（４）式で予測し、（２）式より次のシーケ
ンシャル・クォンタムの開始時刻Ｔ0 を決定する。また
クォンタムをシーケンシャル・クォンタムに切替える。

【００９５】図６（Ｃ）〜（Ｆ）は、残り時間予測で、
残り時間ありと判断する例である。図６（Ｂ）でシーケ
ンシャル・クォンタムに切替わった後、ディスク入出力
スケジュール機構がシーケンシャルＩ／Ｏを現在時刻Ｔ
now で１要求受け付けたとする。この時、ディスク装置
に依頼しているＩ／Ｏ要求で完了応答が返ってきていな
い未処理Ｉ／Ｏとして、ランダムＩ／Ｏの１要求があ
る。即、ディスク装置は、前クォンタムのランダムＩ／
Ｏの１要求を処理中である。

【００９６】この場合、図６（Ｅ）のように、ランダム
Ｉ／Ｏの１要求をディスク装置で完了するまでの時間Ｔ
w2を（４）式で予測し、図６（Ｂ）で求めたクォンタム
開始時刻Ｔ0 を使用して（２）式より残り時間τr2を図
６（Ｆ）のように求める。この場合、τr2＞０であるこ
とから、シーケシンャルＩ／Ｏをディスク装置に投入す
ることができる。

【００９７】図６（Ｇ）〜（Ｊ）は、残り時間予測で、
残り時間なしと判断する例である。さらに時間が進み、
図６（Ｇ）の現在時刻Ｔnow でディスク入出力スケジュ
ール機構がシーケンシャルＩ／Ｏを１要求受け付けたと
する。この時、ディスク装置に依頼しているＩ／Ｏ要求
で完了応答が返ってきていない未処理Ｉ／Ｏとして、の
シーケンシャルＩ／Ｏの１要求がある。即、ディスク装
置は、現クォンタムのシーケンシャルＩ／Ｏの１要求を
処理中である。

【００９８】この場合、図６（Ｉ）のように、シーケン
シャルＩ／Ｏの１要求をディスク装置で完了するまでの
時間Ｔw3を（４）式で予測し、図６（Ｂ）で求めたクォ
ンタム開始時刻Ｔ0 を使用して（２）式より残り時間τ
r3を図６（Ｊ）のように求める。この場合、τr3＜０で
あることから、残り時間なしと判断し、次のランダム・
クォンタムに切替える。

【００９９】図７は、図３のディスク装置１６に対する
入出力要求の発行状態の説明図である。本発明にあって
は、あるクォンタムでディスク装置１６を接続している
デバイスアダプタＤＡに送信された入出力要求に対し、
全ての応答が得られる前に、次のクォンタムの入出力要
求を開始するというパイプライン的な処理ができる。

【０１００】このため、応答が得られる前に入出力要求
を先行して送信しつづけると、入出力要求がデバイスア
ダプタＤＡ側に溜りすぎて応答保証ができなくなる。逆
に、前に送信したＩ／Ｏ要求の全ての応答を待ってから
現クォンタムのＩ／Ｏ要求を送信するのでは、ディスク
装置１６のキューに入出力要求を並べる時間が無駄にな
る。そこで、この実施形態では、連続する２個クォンタ
ムのみパイプライン処理できるようにしている。

【０１０１】例えば図７（Ａ）のように、連続するクォ
ンタムτ１，τ２，τ３があった場合、図７（Ｂ）のよ
うに、前々回のシーケンシャルアクセス、前回の４つの
ランダムアクセスの応答が得られていない状態では、現
在のクォンタムτ３の要求は禁止する。

【０１０２】図８は、図３のディスク入出力スケジュー
ル機構２０に設けた入出力スケジュール部３２による本
発明のディスクタイム・シェアリング制御処理のフロー
チャートである。

【０１０３】この入出力スケジュール部３２によるディ
スクタイム・シェアリング制御処理は、入出力要求受付
部３４で入出力要求部１８より、ある入出力要求を受付
けた際の呼出し、或いは入出力完了処理部３６でディス
ク装置１６に依頼した入出力に対する完了報告があった
ときからの呼出しを受けて動作する。

【０１０４】まず図３のディスク入出力スケジュール機
構２０において、ランダムアクセスとシーケンシャルア
クセスに分けて入出力グループＧ１，Ｇ２を構成し、競
合した２つの入出力グループ間でクォンタムτ１，τ２
を順番に切替えてディスクドライブ２４−１のタイムシ
ェアリングを行なう場合を説明する。

【０１０５】ステップＳ１で現クォンタム種別に設定さ
れているクォンタム識別子ｉ＝１に対応するスケジュー
ル待ちグループキュー３８−１を調べ、待ちの入出力の
有無を判定する。スケジュール待ちグループキュー３８
−１に待ちの入出力があれば、ステップＳ２に進み、現
クォンタムはシーケンシャルか否かチェックする。

【０１０６】現クォンタムがシーケンシャルであれば図
Ｓ３に進み、デバイスアダプタＤＡのバッファに空きが
あるか否かチェックし、空きがなければ処理を終了す
る。デバイスアダプタＤＡのバッファに空きがあれば、
ステップＳに進む。またランダムアクセスの場合にはス
テップＳ２からステップＳ４に進む。

【０１０７】ステップＳ４では、前々クォンタムに未完
了の入出力があるか否かチェックする。いま、クォンタ
ム識別子ｉ＝１が最初のスケジュールであるとすると、
前クォンタムに未完了入出力はないことから、ステップ
Ｓ５に進み、残り時間τｒを（１）（２）式から求め、
τｒ＞０でいあればステップＳ６で残り時間ありとして
ステップＳ７に進む。

【０１０８】ステップＳ７にあっては、現クォンタムの
スケジュール待ちグループキュー３８−１の先頭の入出
力をディスク装置１６のディスク入出力処理部２２を介
してディスクドライブ２４−１に依頼し、次入出力タス
ク種別情報４８のタスクをシンプルタクスに設定する。

【０１０９】続いてステップＳ１に戻り、現クォンタム
のスケジュール待ちグループキュー３８−１に待ちの入
出力があるか否かチェックし、待ちがあればステップＳ
２からステップＳ７の処理を繰り返す。

【０１１０】このような入出力グループＧ１のクォンタ
ム持ち時間τ１における入出力のスケジュールでステッ
プＳ６で残り時間無しが判別されるとステップＳ８に進
み、シーケンシャル入出力グループＧ２のスケジュール
待ちグループキュー３８−２に待ちの入出力があるか否
かチェックする。

【０１１１】このとき次の入出力グループＧ２のスケジ
ュール待ちグループキュー３８−２に入出力の待ちがあ
るとステップＳ１２に進み、次の入出力グループＧ２の
クォンタム持ち時間τ２に切替え、次入出力タスク種別
情報４８について、次のタスクをオーダードに設定す
る。

【０１１２】また次の入出力グループＧ２のスケジュー
ル待ちグループキュー３８−２に入出力の待ちがないと
ステップＳ９に進み、現在の入出力グループＧ１のクォ
ンタム持ち時間τ１をリセットし、次出力タスク種別情
報４８について、次のタスクをオーダードに設定する。
同時に、クォンタム開始時刻Ｔo を予測し、現クォンタ
ムの開始時刻に予測したＴ0 を設定する。この場合、現
クォンタムしゆ々つはそのままである。

【０１１３】一方、クォンタム持ち時間τ１の途中で入
出力グループＧ１のスケジュール待ちグループキュー３
８−１が空になってステップＳ１で待ちキュー無しが判
別されると、ステップＳ１０に進み、他のクォンタムに
ついてスケジュール待ちグループキュー３８−２に待ち
の入出力があるか否かチェックする。

【０１１４】この時、他のクォンタムに待ちの入出力が
あればステップＳ１１に進み、全てのクォンタムに未完
了の入出力があるか否かチェックし、無ければステップ
Ｓ１２に進む。

【０１１５】ステップＳ１２では、入出力グループＧ１
のクォンタム持ち時間τ１に切替え、次タスクをオーダ
ードに設定し、現クォンタム種別に次のクッオンタム種
別を設定し、更に、クォンタム開始時刻Ｔ0 を予測し、
現クォンタム開始時刻に予測したＴ0 を設定する。

【０１１６】そして、ステップＳ１に戻ることで切替え
後の入出力グループＧ１の最初の入出力要求をオーダー
ドでディスクドライブ２４−１にステップＳ１〜Ｓ７の
処理を通じて依頼することになる。

【０１１７】ステップＳ１２で次のクォンタムに切替え
た場合、又はステップＳ９で現在のクォンタムを継続す
るためのリセットを行った場合には、ステップＳ１３に
おいて、現在のクォンタム余剰時間を他のクォンタムに
配分するクォンタムの割当制御を行う。

【０１１８】図９は、図８のステップ１３のクォンタム
割当時間制御をサブルーチンとして示したフローチャー
トである。

【０１１９】図９において、クォンタム割当時間制御に
あっては、まずステップＳ１で現在のクォンタム割当時
間を使い切ることを「達成」と定義し、割当時間を使い
切った達成か否かチェックする。割当時間の達成であれ
ばステップＳ２に進み、現クォンタム自身のリセットで
初期配分に設定した後、割当時間の達成の有無を示す達
成フラグを、達成に対応してオンする。

【０１２０】一方、ステップＳ１で割当時間が未達成で
あった場合には、余剰時間があることからステップＳ３
に進み、他のクォンタムに割当時間の達成があるか否か
チェックする。他のクォンタムに割当時間の達成があれ
ば、ステップＳ４に進み、現クォンタムの余剰時間を他
の達成クォンタムに配分する。そしてステップＳ５で現
クォンタムのリセットで初期配分を設定し、未達成であ
ることから達成フラグをオフとする。

【０１２１】またステップＳ３で割当時間を達成した他
のクォンタムがなかった場合には、ステップＳ４の余剰
分の配分は行わず、ステップＳ５に進んで現クォンタム
のリセットで初期配分を設定した後、未達成であること
から達成フラグをオフする。

【０１２２】図１０は、図９のステップＳ４で、あるク
ォンタムの余剰時間を他のクォンタムに配分する配分処
理の説明図であり、この実施形態にあっては配分先のク
ォンタム持ち時間を余剰時間に応じて延長するようにし
たことを特徴とする。

【０１２３】いま図１０（Ａ）のように、３つのクォン
タムＱ１，Ｑ２，Ｑ３についてクォンタム割当時間の初
期設定がτ１，τ２，τ３であったとする。このような
初期設定に対し実際の入出力による結果が、図１０
（Ｂ）の実績のように、クォンタムＱ１は初期設定の割
当時間τ１を達成したが残り２つのクォンタムＱ２，Ｑ
３は初期設定の割当時間時間τ２，τ３より短い実績と
なり、余剰時間Δτが生じたとする。

【０１２４】この場合には図１０（Ｃ）の次の割当時間
野設定において、割当時間を達成したクォンタムＱ１の
割当時間τ１は、初期設定τ１に実績で生じた余剰時間
Δτを加えた τ１＝τ１＋Δτ とし、余剰時間Δτ分だけ延長する。これに対し割当時
間が達成できなかったクォンタムＱ２，Ｑ３について
は、図１０（Ｂ）の実績の時間τ２，τ３を設定する。

【０１２５】図１１は、図１０と同様な３つのクォンタ
ムＱ１〜Ｑ３において、クォンタムＱ１のみの入出力が
続いた場合の割当時間の制御処理である。図１１（Ａ）
は初期設定であり、クォンタムＱ１，Ｑ２，Ｑ３につい
て割当時間τ１，τ２，τ３が設定されている。これに
対し図１１（Ｂ）の実績のようにクォンタムＱ１のみの
入出力が行われたとすると、このとき余剰時間Δτが生
ずる。

【０１２６】このため図１１（Ｃ）の次の設定にあって
は、クォンタムＱ１の初期設定の割当時間τ１に実績で
生じた余剰時間Δτを加えた τ１＝τ１＋Δτ が設定され、余剰時間Δτが延長され、結果として全て
クォンタムＱ１の割当時間に配分される。

【０１２７】次に図９のクォンタム割当時間制御のフロ
ーチャートに従って、図１０，図１１のように、余剰時
間を他のクォンタムの割当時間を延長することにより配
分する場合について、具体的な本発明のタイムシェアリ
ング制御処理をタイムチャートで説明する。

【０１２８】図１２は、３つのクォンタムＱ１，Ｑ２，
Ｑ３について、それぞれの割当時間を達成する多量の入
出力要求が流れた場合のタイムチャートである。

【０１２９】図１２（Ａ）は処理サイクルＴ１，Ｔ２，
Ｔ３，・・・で繰り返されるクォンタムＱ１，Ｑ２，Ｑ
３の切替順番であり、このクォンタムＱ１〜Ｑ３に対し
図１２（Ｂ）のように、クォンタム時間の初期割当τ１
＝３０、τ２＝２０、τ３＝２０となっている。この初
期割当は、例えばミリ秒を単位とするの時間割当とな
る。

【０１３０】この初期割当に基づき、図１２（Ｃ）のＴ
１サイクルにおいては、再割当として初期割当と同じ割
当時間「３０，２０，２０」が行われ、これに対し図１
２（Ｄ）のように実績はクォンタムＱ１の「３０」のみ
であったとする。このため図１２（Ｅ）のように、クォ
ンタムＱ１が達成であることから達成フラグがオンして
「１」と変化している。

【０１３１】ここで達成フラグ「１／１」は、達成フラ
グの変化を表わしている。この場合、クォンタムＱ２，
Ｑ３の達成フラグは前と同じ「１」のままである。した
がって図１２（Ｆ）のように、クォンタムＱ１の達成に
よって余剰時間による配分量はなく、したがって達成フ
ラグが「１」となっているクォンタムＱ２，Ｑ３に対す
る配分量は共に「０」となっている。

【０１３２】次のＴ２サイクルにあっては、クォンタム
Ｑ２に実績「２０」があり、このため達成フラグは「１
／１」と変化しているが、この場合にもクォンタムＱ
１，Ｑ３に対する配分量は「０」である。更にＴ３サイ
クルにあってはクォンタムＱ３に実績「２０」があり、
達成フラグは「１／１」と変化しているが、この場合に
もクォンタムＱ１，Ｑ２に対する配分量は「０」であ
る。

【０１３３】このようにクォンタムＱ１〜Ｑ３の全てに
初期割当を越える多量の入出力要求が流れ続ける場合に
は、３つのクォンタムＱ１〜Ｑ３間での時間配分は行わ
れず、初期割当が繰り返し使用されることになる。

【０１３４】図１３は、図１２と同じ３つのクォンタム
Ｑ１〜Ｑ３について、同じ初期割当τ１＝３０、τ２＝
２０、τ３＝２０であり、クォンタムＱ１，Ｑ３の入出
力要求の流れは「１０」であり、クォンタムＱ２には初
期割当τ２＝２０以上の多量の入出力要求が流れた場合
である。

【０１３５】まずクォンタムＱ１へ切替えるＴ１サイク
ルにあっては、図１３（Ｃ）の再割当としてクォンタム
Ｑ１，Ｑ２，Ｑ３について、再割当「３０，２０，２
０」が行われており、図１３（Ｄ）の実績として「１
０」の入出力要求が流れたとすると、この場合図１３
（Ｅ）の達成フラグは実績が未達成であることから「１
／０」とオフになる。

【０１３６】また図１３（Ｆ）の配分量としては、実績
「１０」による余剰分が「２０」であることから、この
とき達成フラグが１にオンしているクォンタムＱ２，Ｑ
３に均等に「１０」ずつ配分される。

【０１３７】このため次のクォンタムＱ２へ切替えるＴ
２サイクルの再割当は、初期割当にＴ１サイクルでの配
分量を加算した「３０，３０，３０」となる。Ｔ２サイ
クルにあっては、クォンタムＱ２の実績は「３０」と割
当時間を達成し、達成フラグは「１／１」と変化する。
この場合、余剰分はないことから配分量は「０，０，
０」となる。

【０１３８】次のクォンタムＱ３の切替えるＴ３サイク
ルにあっては、再割当としてクォンタムＱ１，Ｑ３につ
いては１つ前のＴ２サイクルでの再割当「３０，３０」
に配分量「０，０」を加えた再割当「３０，３０」とな
るが、クォンタムＱ２にあってはＴ２サイクルで実績が
「３０」となって、達成していることから、リセットに
より初期割当「２０」が再割当される。

【０１３９】このＴ３サイクルではクォンタムＱ３の実
績が「１０」であり、未達成であることから達成フラグ
はオフとなって「１／０」と変化する。この場合のクォ
ンタムＱ３の余りは「２０」であり、達成フラグが
「１」となっているクォンタムＱ２に配分量「２０」と
して割り当てられる。

【０１４０】次のクォンタムＱ１に切替えるＴ４サイク
ルでは、１つ前のＴ３サイクルの再割当「３０，２０，
３０」に配分量「０，２０，０」を加算した再割当「３
０，４０，２０」が行われる。この場合のクォンタムＱ
１の実績は「０」であることから、未達成であり、達成
フラグは０であるから「０／０」と変化する余り「２
０」を生ずる。

【０１４１】このとき達成フラグが１にオンしているの
はクォンタムＱ２のみであることから、余り分は配分量
「２０」としてクォンタムＱ２に配分される。

【０１４２】次のＴ５サイクルにあっては、１つ前のＴ
４サイクルの再割当と配分量の加算により「３０，６
０，２０」が再割当され、クォンタムＱ２の実績は「６
０」であることから、達成フラグは「１／１」とオン状
態にあり、この場合の配分量は全て０である。

【０１４３】次のＴ６サイクルにあっては、１つ前のＴ
５サイクルによるクォンタムＱ２の割当時間「６０」の
達成で再割当は初期割当「２０」にリセットされてお
り、クォンタムＱ３の実績「１０」による余り１０はク
ォンタムＱ２に配分量「１０」として割り当てられる。

【０１４４】次のＴ７サイクルにあっては、Ｔ６サイク
ルの再割当と配分量を加算した「３０，３０，２０」が
再割当され、クォンタムＱ１の実績は「１０」であり、
この場合の余り「２０」は達成フラグが「１」にあるク
ォンタムＱ２に配分量２０として配分される。以下同様
な処理を繰り返す。

【０１４５】図１４は、３つのクォンタムＱ１，Ｑ２，
Ｑ３に割当より少ない入出力として例えば「２０，１
０，１０」が繰り返し流れて全て未達成となった場合の
タイムチャートである。

【０１４６】図１４（Ａ）のＴ１サイクルにあっては、
図１４（Ａ）のクォンタムＱ１，Ｑ２，Ｑ３の初期割当
は、図１４（Ｂ）のように「３０，２０，２０」であ
り、図１４（Ｃ）の最初の再割当は同じく「３０，２
０，２０」となる。

【０１４７】この場合、クォンタムＱ１の実績は図１４
（Ｄ）のように「２０」と未達成であり、図１４（Ｅ）
の達成フラグはオフとなって「１／０」と変化する。こ
の場合の余り「１０」は、達成フラグが「１」にオンし
ているクォンタムＱ２，Ｑ３にそれぞれ「５，５」と図
１４（Ｆ）のように配分される。

【０１４８】次のクォンタムＱ２に切替えるＴ２サイク
ルでは、前のＴ１サイクルの再割当「３０，２０，２
０」に配分量「０，５，５」をそれぞれ加算した「３
０，２５，２５」が再割当される。この場合、クォンタ
ムＱ２の実績は「１０」であり、未達成であることから
達成フラグがオフとなって「１／０」と変化し、この場
合の余り「１５」は達成フラグが「１」にオンしている
クォンタムＱ３に配分量「１５」として割り当てられ
る。

【０１４９】次のクォンタムＱ３に切替えるＴ３サイク
ルでは、１つ前のＴ２サイクルの再割当に配分量をそれ
ぞれ加算した「３０，２０，４０」が再割当され、クォ
ンタムＱ３の実績は「１０」で未達成であるため、達成
フラグはオフとなって「１／０」と変化する。

【０１５０】この場合、クォンタムＱ３は未達成による
余り「３０」を持つが、達成フラグが「１」となる達成
状態のクォンタムがないため、余り「３０」の再配分は
行われない。

【０１５１】このため、次のＴ４サイクルでは初期割当
と同じ「３０，２０，２０」が再割当される。このよう
に達成フラグが全て「０」にオフになった後は、いずれ
のクォンタムで実績が未達成となって余りを生じても、
他のクォンタムに対する配分は行われない。

【０１５２】図１５は、図９のステップＳ９で、あるク
ォンタムの余剰時間を他の達成クォンタムに配分する場
合の配分処理の他の実施形態であり、図１０，図１１に
あっては余剰時間に対応して割当時間を達成した他のク
ォンタムの割当時間を延長させているが、この実施形態
にあっては割当時間は固定したままで配分先のクォンタ
ムの頻度を増加させるようにしたことを特徴とする。

【０１５３】図１５（Ａ）は、３つのクォンタムＱ１，
Ｑ２，Ｑ３の割当時間の初期設定τ１，τ２，τ３であ
り、このとき図１５（Ｂ）のように、実績がクォンタム
Ｑ１にあってはτ１を達成するが、クォンタムＱ２，Ｑ
３にあっては初期設定より短い実績となり、その結果、
余りΔτを発生している。

【０１５４】この場合、図１５（Ｃ）の再設定にあって
は、クォンタムＱ２，Ｑ３の未達成で生じた余剰時間Δ
τとクォンタムＱ１の初期設定の割当時間τ１を比較
し、余剰時間Δτが初期設定割当時間τ１以上であれ
ば、そこに達成したクォンタムＱ１の初期設定割当時間
τ１を再設定する。

【０１５５】そして２回目の再設定による実績が図１５
（Ｄ）のようになり、この場合の余りは初期設定割当時
間τ１より短いことから、図１５（Ｅ）で次の設定を初
期設定割当時間を使用して行う。

【０１５６】このため、時刻ｔ１から設定した３つのク
ォンタムＱ１，Ｑ２，Ｑ３の割当時間の間に、割当時間
を達成したクォンタムＱ１については２回初期設定割当
時間τ１が設定されることとなり、これによってクォン
タムＱ２，Ｑ３で生じた余りに対応して、割当時間を達
成したクォンタムＱ１の頻度を増加させることができ
る。

【０１５７】図１６は、余剰時間に対応して他のクォン
タムの頻度を増加させる場合について、クォンタムＱ１
のみの入出力が行われた場合である。

【０１５８】この場合、図１６（Ａ）の初期設定に対
し、図１６（Ｂ）の実績はクォンタムＱ１の割当時間Ｔ
１のみとなり、余剰時間が初期設定割当時間τ１以上で
ある限り、図１６（Ｃ）（Ｄ）、図１６（Ｅ）（Ｆ）の
ように、実績のあるクォンタムＱ１の初期設定割当時間
τ１の再設定が繰り返され、余剰時間に応じて頻度が増
加される。そして図１６（Ｆ）で余剰時間が不足した場
合には、図１６（Ｇ）のように時刻ｔ４で初期設定割当
時間τ１，τ２，τ３の再設定を行って同様な処理を繰
り返す。

【０１５９】図１７は、図３の実施形態のディスク入出
力スケジュール機構２０に設けているディスク・タイム
シェアリング制御機構の入出力グループについて、更に
上位グループでまとめるようにした実施形態の説明図で
ある。

【０１６０】図１７において、ディスク・タイムシェア
リング制御情報において、この例では入出力グループと
してランダムキュー５０、シーケンシャルキュー５２，
５４、コピーリードキュー５６、コピーライトキュー５
８、リビルドキュー６０の６つを設けた場合を例にとっ
ている。

【０１６１】このような６つの入出力グループを構成す
るキューに対し、この実施形態にあっては、上位グルー
プとして正常系グループ６２、第１異常系グループ６４
及び第２異常系グループ６６を設けている。正常系グル
ープ６２は日常的な入出力要求をまとめたもので、ここ
にはランダムキュー５０、シーケンシャルキュー５２、
シーケンシャルキュー５４が含まれる。

【０１６２】第１異常系グループ６４はバックアップ業
務をまとめたもので、コピーリードキュー５６とコピー
ライトキュー５８が含まれる。更に第２異常系グループ
６６は故障時の復旧処理を対象としており、アレイディ
スクの内の故障ディスクを交換した際のリビルド処理の
入出力要求に使用するリビルドキュー６０が含まれる。

【０１６３】更に本発明にあっては、上位グループとし
て分けた正常系グループ６２、第１異常系グループ６４
及び第２異常系グループ６６のそれぞれに、優先度Ｐ
１，Ｐ２，Ｐ３を割り付けることができる。ここで優先
度は正常系グループ６２のＰ１が最も高く、続いて第１
異常系グループ６４のＰ２となり、第２異常系グループ
６６が最も低い優先度Ｐ３となる。

【０１６４】このような上位グループの形成によって、
ある入出力グループのクォンタムを実行して余剰時間を
生じた場合、余剰時間の配分先を上位グループ内で配分して、他の上位グループへの配
分を禁止他の上位グループへの配分を許可と２つに分けた配分制御が基本的にできる。

【０１６５】例えば正常系グループ６２について、外部
の上位グループとなる第１異常系グループ６４及び第２
異常系グループ６６に対する余剰時間の配分を禁止して
おけば、ランダムキュー５０、シーケンシャルキュー５
２，５４のいずれかのクォンタムで余剰時間が生じた場
合、グループ内の他のクォンタムに余剰時間を配分で
き、第１異常系グループ６４や第２異常系グループ６６
に余剰時間が配分されてしまうことを禁止し、正常系グ
ループ６２におけるランダムキュー５０のレスポンス時
間とシーケンシャルキュー５２，５４のスループットＩ
ＯＰＳをそれぞれ保証することができる。

【０１６６】一方、第１異常系グループ６４及び第２異
常系グループ６６については、外部の上位グループへの
余剰時間の配分を許容しておく。この場合に上位グルー
プに設定している優先度Ｐ１，Ｐ２，Ｐ３を利用し、優
先度の高い上位グループへの余剰時間の配分は許可し、
優先度の低い外部の上位グループへの配分は禁止するよ
うにしておく。

【０１６７】このため、第１異常系グループ６４のコピ
ーリードキュー５６またはコピーライトキュー５８のい
ずれかで余剰時間が生じた場合には、優先度の高い正常
系グループ６２に余剰時間を配分し、その中の入出力要
求の多い現時点で割当時間を達成している入出力グルー
プに割当時間の延長または頻度の増加によって余剰時間
を配分する。

【０１６８】また第２異常系グループ６６のリビルドキ
ュー６０の入出力要求で余剰時間が生じた場合、まず最
上位の正常系グループ６２に配分し、もし正常系グルー
プ６２の入出力グループの中に割当時間達成がなけれ
ば、次に優先度の高い第１異常系グループ６４に余剰時
間を配分すればよい。

【０１６９】このようにすれば、最も優先度の高い正常
系グループ６２に下位の第１異常系グループ６４及び第
２異常系グループ６６で生じた余剰時間を吸い上げてラ
ンダムアクセスのレスポンス時間とシーケンシャルアク
セスのスループットＩＯＰＳを保証させることができ
る。

【０１７０】図１８は、複数の入出力グループを２以上
の上位グループに分けた場合の余剰時間の配分を決める
配分モードの設定条件を階層構造で表わしている。

【０１７１】図１８において、配分モードの最上位階層
は、上位グループに含まれる入出力グループの一部に余
剰があるか、全てに余剰があるかに分けられる。

【０１７２】上位グループに属する一部の入出力グルー
プに余剰がある場合には、次の階層としてグループ内で
配分するか、他のグループへ配分するか、配分なしとす
るかの３つの内のいずれか１つが指定できる。

【０１７３】この内、他の上位グループへの配分を指定
した場合には、更に下位の階層に示すように、優先度に
よる配分、全グループによる配分、任意の指定グループ
に対する配分のいずれか１つを指定することができる。

【０１７４】同様に、ある上位グループの全ての入出力
グループに余剰がある場合についても、次の階層のグル
ープ内での配分、他のグループへの配分、配分なしのい
ずれかが指定でき、他のグループへ配分する場合には、
次の階層の優先度による配分、全グループによる配分、
任意の指定グループに対する配分のいずれかを指定する
ことができる。

【０１７５】更に優先度による他の上位グループへの配
分については、優先度の高い上位グループの順に、その
上位グループに属している複数の入出力グループの中で
割当時間を達成したグループを調べ、達成したグループ
があればそのグループに割当時間を配分する。

【０１７６】逆に優先度の低い上位グループから順番
に、その上位グループに含まれる複数の入出力グループ
について割当時間の達成を調べ、達成した入出力グルー
プに余剰時間を配分するようにしてもよい。

【０１７７】図１８のように上位グループでまとめた入
出力グループで余剰時間が生じた場合の配分モードは、
必要に応じて適宜の指定をとることができる。

【０１７８】ここで本発明における上位グループの形成
は、上位グループを形成していない場合に、必要のない
入出力グループに余剰時間が配分され、必要とする入出
力グループへの配分が損なわれることを基本的に防止す
るためである。

【０１７９】より具体的には図１７に示したような日常
業務となる優先度がＰ１と最も高い正常系グループ６２
に余剰時間を集中させることを意図し、例えば正常系グ
ループ６２については他の外部グループへの配分を禁止
し、第１異常系グループ６４と第２異常系グループ６６
については優先度の高い順に従った上位グループへの配
分を指定すればよい。

【０１８０】図１９は図１７の正常系グループ６２、第
１異常系グループ６４及び第２異常系グループ６６につ
いて、正常系グループ６２のグループ外への配分は禁止
し、第１異常系グループ６４及び第２異常系グループ６
６については優先度の高いグループから順番に配分先を
調べて配分する配分モードを指定した場合のタイムチャ
ートである。

【０１８１】図１９（Ａ）は上位グループのクォンタム
切替であり、正常系、第１異常系、第２異常系の順番に
繰り返している。この場合の優先度は、図１９（Ｂ）の
ように、正常系が最も高いＰ１、続いて第１異常系が次
のＰ２、第２異常系が最も低いＰ３となっている。

【０１８２】また実際の入出力グループは、も図１９
（Ｃ）のクォンタムのように、ランダムアクセス、シー
ケンシャル１、シーケンシャル２、コピーリードアクセ
スＯＰＣＲ、コピーライトアクセスＯＰＣＷ、リビルド
Ｒｅｂｌｄを繰り返している。また、この場合の初期設
定となる配分比は、正常系は「３０，２０，２０」、第
１異常系は「１０，１０」、第２異常系は「１０」であ
る。これに対し図１９（Ｅ）のような実績と余剰時間の
再配分が行われる。

【０１８３】まず最初の正常系にあっては、ランダムア
クセスＲＡＮとシーケンシャルＳｅｑ１が実績「１０，
１０」で未達成であり、それぞれ余剰時間「２０，１
０」を生じており、シーケンシャルＳｅｑ２の実績が
「３０」であったとすると、余剰分の合計が「３０」
「５０」となる。

【０１８４】次の第２異常系にあっては、コピーリード
アクセスＯＰＣＲとコピーライトアクセスＯＰＣＷの初
期割当は共に「１０，１０」であり、この場合、実績が
「５，５」であることから、グループ全体としての余剰
分は「１０」となっている。また第２異常系のリビルド
アクセスＲｅｂｌｄは、初期割当が「１０」で実績が
「１０」であることから余剰はない。

【０１８５】次の正常系の切替時間ではランダムアクセ
スＲＡＮの実績が「３０」、次のシーケンシャルアクセ
スＳｅｑ１の実績が「１０」で、それぞれ余剰時間「２
０，１０」を生じており、更に、既に処理の済んだ第１
異常系で余剰時間「１０」があることから、これらを加
えた合計余剰時間「６０」がシーケンシャルアクセスＳ
ｅｑ２に割り当てられる。

【０１８６】図２０は、図１７に示した複数の入出力グ
ループを２以上の上位グループに分けた場合のクォンタ
ム割当時間制御のフローチャートであり、図９のフロー
チャートと同様、図８のステップＳ１３におけるクォン
タムの割当時間制御のサブルーチンとして実行される。

【０１８７】図２０において、まずステップＳ１で現在
の割当時間を使い切った達成か否かチェックし、割当時
間を達成していればステップＳ２に進み、現クォンタム
のリセットで初期配分を設定し、達成フラグをオンす
る。

【０１８８】ステップＳ１で割当時間の未達成であった
場合には、ステップＳ３に進み、上位グループ外に配分
するか否かをチェックする。ここで現クォンタムについ
て上位グループ外への配分が設定されていた場合には、
ステップＳ４に進み、配分先の上位グループの選択処理
を行う。

【０１８９】この配分先の上位グループの選択処理は例
えば優先度の高い順番に調べていく。ステップＳ５で配
分先として選択した上位グループに属する入出力グルー
プの中に割当時間を達成したクォンタムがあるか否かチ
ェックし、もし達成したクォンタムがあればステップＳ
６に進み、現クォンタムの余剰時間をその達成クォンタ
ムに配分する。

【０１９０】そして、ステップＳ７で現クォンタムのリ
セットで初期配分設定を行った後、現クォンタムが割当
時間未達成であることから達成フラグをオフする。

【０１９１】図２１は入出力グループをランダムアクセ
スグループ、更に２つのコピーアクセスグループの４つ
に分け、それぞれの割当時間の比率を１４０ｍｓ，４０
ｍｓ，１０ｍｓ，１０ｍｓとしてシミュレーションした
場合のスループットＩＯＰＳ（回）とレスポンス時間
（ｍｓ）のタイムチャートである。

【０１９２】ここで横軸は時間を示し、ランダムアクセ
スは継続的に行っており、またランダムアクセスの時間
的な変化を与えるため２．５秒間隔で入出力要求数を１
００ＩＯＰＳ，１６０ＩＯＰＳ，４０ＩＯＰＳ，１００
ＩＯＰＳと変化させ、これを１０秒ごとに繰り返してい
る。

【０１９３】また、シーケンシャルアクセスは入出力要
求がないものとしている。更に、最初のコピーアクセス
は、シミュレーション開始から１０秒後の時刻ｔ１から
流れ始める。また２つめのコピーアクセスはシミュレー
ション開始から２０秒後の時刻ｔ３で流れ始める。更
に、このシミュレーションにあっては、図３のようにデ
ィスク装置１６は２台のディスクドライブでＲＡＩＤ１
のミラーディスクを構成している。

【０１９４】図２１のシミュレーション結果において、
ランダムアクセスのスループットは特性１００のように
なり、また１つめのコピーアクセスのスループットは特
性２００となり、更に２つめのコピーアクセスのスルー
プットは特性３００となる。更にランダムアクセス要求
特性１００に対するそのレスポンス時間は、特性４００
のようになる。

【０１９５】このようなシミュレーション結果から、１
０秒の間でランダムアクセスのスループット特性１００
は開始後５〜６秒で高くなり、１６０ＩＯＰＳ程度とな
る。このときの平均レスポンス時間は、特性４００のよ
うに、ランダムアクセスの要求数であるスループットＩ
ＯＰＳが高いときはやや長くなり、２５ｍｓ程度まで上
がっている。

【０１９６】開始２０秒後の時刻ｔ１後には２つのコピ
ーアクセスが特性２００，３００のように流れている。
この２つのコピーアクセスは多量の入出力要求があるこ
とで流れ続けているが、それぞれの割当時間比は全体の
５％ずつに制限されている。

【０１９７】しかしながら、特性１００のランダムアク
セスの入出力要求数が少なくなると（負荷が軽くなる
と）、ランダムアクセスの余剰時間が２つのコピーアク
セスに配分され、特性２００，３００のようにそれぞれ
のスループットＩＯＰＳが上昇している。このため、ラ
ンダムアクセスのスループット特性１００とコピーアク
セスのスループット特性２００，３００の間では波形が
逆の形となっている。

【０１９８】尚、上記の実施形態は、入出力グループと
してランダムアクセス、シーケンシャルアクセス、コピ
ーアクセス、ＲＡＩＤのリビルド処理を例にとるもので
あったが、これ以外に同一性能要件の論理ボリュームご
とのグループ分け等、必要に応じて適宜の入出力のグル
ープ分けを行うことができる。

【０１９９】また上記の実施形態にあっては、ディスク
ドライブのオーダード機能を活用する際の入出力要求の
依頼として、シンプルタスクとオーダードタスクを使い
分ける場合を例にとるものであったが、本発明はこれに
限定されず、リオーダード機能を持たないディスクドラ
イブについても適用することができる。

【０２００】更に上記の実施形態にあっては、図２のよ
うにアレイディスク装置１４に入出力要求部１８とディ
スク入出力スケジュール機構２０を設けた場合を例にと
っているが、サーバ側に入出力要求部１８を設けたり、
更にサーバ側に入出力要求部１８とディスク入出力スケ
ジュール機構２０を設けるようにしてもよいことはもち
ろんである。

【０２０１】更に本発明は、その目的と利点を損なわな
い適宜の変形を含み、更に実施形態に示した数値による
限定は受けない。

【０２０２】

【発明の効果】以上説明してきたように本発明のタイム
シェアリング装置及びその方法によれば、ランダムアク
セス、シーケンシャルアクセス、コピーアクセス等の複
数の入出力グループに分けてディスク装置を占有する割
当時間としてのクォンタムを割り当てた場合、特定の入
出力グループで入出力要求が少なくなってクォンタムに
余剰時間が生ずると、他の入出力要求の多い入出力グル
ープに余剰時間がダイナミックに配分され、そのためデ
ィスク装置に遊び時間を生ずることなく効率良くアクセ
スでき、特にランダムアクセスについてはレスポンス時
間を保証し、またシーケンシャルアクセスについてはス
ループットＩＯＰＳを保証することができる。

【０２０３】また本発明にあっては、複数の入出力グル
ープを更に２以上の上位グループでまとめることで、例
えば特定の上位グループに他の上位グループの余剰時間
を集中して配分することができ、配分先の上位グループ
に日常業務として行うランダムアクセスやシーケンシャ
ルアクセスを含めておけば、これら必要性の高い入出力
グループに余剰時間が生じても、他の非日常的な入出力
グループへの配分は行われず、逆に非日常的な入出力グ
ループで生じた余剰分を日常的なランダムアクセスやシ
ーケンシャルアクセスに集中して配分でき、ランダムア
クセスのレスポンス時間とシーケンシャルアクセスのス
ループットＩＯＰＳを確実に保証することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図

【図２】本発明が適用されるストレージシステムのブロ
ック図

【図３】複数の入出力グループを形成する本発明の実施
形態の機能ブロック図

【図４】３つの入出力グループの入出力を対象とした図
３のディスク・タイムシェアリング処理のスケジュール
説明図

【図５】１つの入出力グループのみの入出力が連続する
図３のディスク・タイムシェアリング処理のスケジュー
ル説明図

【図６】次のクォンタム切替え後に入出力要求を送信す
るための残り時間の計算内容の説明図

【図７】図３の実施形態で２つまでのクォンタムの入出
力要求をディスク装置に送信する説明図

【図８】図３のディスク・タイムシェアリング処理のフ
ローチャート

【図９】図８のクォンタム割当時間制御のフローチャー
ト

【図１０】クォンタムの余剰時間に対応して他のクォン
タム持ち時間を延長する割当時間制御の説明図

【図１１】クォンタムの余剰時間に対応して自己の持ち
時間のみを延長する割当時間制御の説明図

【図１２】入出力要求が全てのクォンタムに多量に流れ
続ける場合の図３による割当制御のタイムチャート

【図１３】入出力要求が１つのクォンタムに多量に流れ
る場合の図３による割当時間制御のタイムチャート

【図１４】初期割当てに満たない入出力要求が全てのク
ォンタムに流れる場合の図３による割当時間制御のタイ
ムチャート

【図１５】クォンタムの余剰時間に対応して他のクォン
タムの頻度を増加させる割当時間制御の説明図

【図１６】クォンタムの余剰時間に対応して自己の頻度
のみを増加させる割当時間制御の説明図

【図１７】図３のディスクタイムシェアリング制御情報
で複数の入出力グループを上位グループに分けた本発明
の他の実施形態の説明図

【図１８】上位グループにおけるクォンタム余剰時間の
配分モードを示した階層構造の説明図

【図１９】上位グループを正常系１グループ、異常系２
グループとし、優先度の高いグループに余剰時間を配分
する場合の割当時間制御のタイムチャート

【図２０】上位グループに分けた場合の本発明による割
当時間制御のフローチャート

【図２１】ランダムアクセス、シーケンシャルアクセ
ス、２つのコピーアクセスを各々入出力グループとして
本発明の割当時間制御を実行した場合のスループットＩ
ＯＰＳとレスポンス時間の計測結果の説明図

【符号の説明】

１０−１〜１０−ｍ：ホスト１２：デバイス制御装置１４：アレイディスク装置１６：ディスク装置１８：入出力要求部２０：ディスク入出力スケジュール機構２２：ディスク入出力処理部２４−１〜２４−ｎ：ディスクドライブ２６：ＲＡＩＤ制御部３０−１〜３０−４：ディスクタイムシェアリング制御
情報３２：入出力スケジュール部３４：入出力受付部３５：割当時間制御部３６：入出力完了処理部３８−１〜３８−３：スケジュール待ちグループキュー４０−１〜４０−３：完了待ちグループキュー４２−１〜４２−３：グループ用クォンタム４４：現クォンタム種別情報４６：現クォンタム開始時刻４８：次入出力タスク種別情報５０：ランダムキュー５２，５４：シーケンシャルキュー５６：コピーリードキュー５８：コピーライトキュー６０：リビルドキュー６２：正常系グループ６４：第１異常系グループ６６：第２異常系グループ

─────────────────────────────────────────────────────

【手続補正書】

【提出日】平成１２年４月２７日（２０００．４．２
７）

【手続補正１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】請求項９

【補正方法】変更

【補正内容】

【手続補正２】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】請求項１０

【補正方法】変更

【補正内容】

【手続補正３】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】請求項１１

【補正方法】変更

【補正内容】

【手続補正４】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０００６

【補正方法】変更

【補正内容】

【０００６】ところが、ランダムアクセスとシーケンシ
ャルアクセスを同時に行った場合は、受け付けた入出力
要求をＦＩＦＯを用いたキューで処理するため、ランダ
ムアクセスがディスク装置を使用できる時間およびシー
ケンシャルアクセスがディスク装置を使用できる時間を
保証する仕組みがない。

【手続補正５】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００１２

【補正方法】変更

【補正内容】

【００１２】このため、リビルディングにより通常の入
出力の性能は低下する。例えば、ミラー構成をとるＲＡ
ＩＤ１の場合、リビルディングは、ディスクドライブの
障害により１台になったディスクドライブから交換され
た新しいディスクドライブへデータをコピースる処理で
あり、コピー元のディスクドライブに対しリード入出力
が発生する。このリード入出力が通常の入出力を待たせ
ることになり、通常の入出力の性能が低下する。

【手続補正６】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００１３

【補正方法】変更

【補正内容】

【００１３】この問題を解消するための従来のアプロー
チは２つある。第１のアプローチは、通常の入出力に影
響を与えないように、十分長いインターバルで、十分小
さいデータをコピーする。この場合、通常の入出力への
影響は小さくすることができるが、リビルディング完了
までの時間が長くなる。例えば９ＧＢのディスクドライ
プで構成するＲＡＩＤ１の場合、１０時間前後が必要と
なる。

【手続補正７】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００２４

【補正方法】変更

【補正内容】

【００２４】このような本発明のディスク・タイムシェ
アリング装置によれば、ランダムアクセス、シーケンシ
ャルアクセス、コピー（シーケンシャル）等の複数の入
出力グループに分けてクォンタムを割当てた場合、特定
の入出力グループでの入出力要求が少なくなってクォン
タムに余剰時間が生じた場合、他の入出力要求の多い入
出力グループのクォンタムに余剰時間がダイナミックに
配分され、そのためディスク装置に遊び時間を生ずるこ
となく効率よくアクセスできる。

【手続補正８】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００２８

【補正方法】変更

【補正内容】

【００２８】しかし、入出力グループをランダムアクセ
ス、シーケンシャルアクセス、コピーアクセス等に分け
ていた場合、シーケンシャルアクセスで余剰時間が生
じ、このときコピーアクセスの入出力要求がたまたま多
かったとすると、余剰時間はコピーアクセスに配分され
てしまい、その結果、ランダムアクセスのレスポンス時
間が大幅に伸びてしまうこと恐れがある。

【手続補正９】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００３３

【補正方法】変更

【補正内容】

【００３３】入出力スケジュール機構２０は上位グルー
プに優先度を設定し、割当時間制御部３５は、優先度の
高い上位グループから順番に入出力要求の過密具合を調
べ、入出力処理要求の多い上位グループに他の上位グル
ープの余剰時間を配分する。

【手続補正１０】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００３４

【補正方法】変更

【補正内容】

【００３４】また割当時間制御部３５は、逆に優先度の
低い上位グループから順番に入出力要求の過密具合を調
べ、入出力処理要求の多い上位グループに他の上位グル
ープの余剰時間を配分してもよい。

【手続補正１１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００３５

【補正方法】変更

【補正内容】

【００３５】更に割当時間制御部は優先度の低い上位グ
ループから優先度の高い上位グループに対してのみ余剰
時間を配分することで、例えば異常系のコピーアクセス
で生じた余剰時間を正常系のランダムアクセス又はーケ
ンシャルアクセスに反映し、レスポンス時間又はスルー
プットを保証することができる。

【手続補正１２】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００３６

【補正方法】変更

【補正内容】

【００３６】また割当時間制御部３５は、予め指定した
任意の上位グループに他の上位グループの余剰時間を配
分してもよい。割当時間制御部３５は、ある上位グルー
プに属する入出力処理要求の少ない入出力グループの余
った割当時間を、他の上位グループに属する入出力処理
要求が多い入出力グループの割当時間を延長させるこ
と、又は入出力グループの割当時間を変えることなく頻
度を増やすことで配分する。

【手続補正１３】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００４１

【補正方法】変更

【補正内容】

【００４１】

【発明の実施の形態】図２は、本発明が適用されるスト
レージシステムのブロック図である。図２において、ス
トレージシステムは、デバイス制御装置１２、アレイデ
ィスク装置１４、及びディスク装置１６で構成される。
デバイス制御装置１２に対しては、ホスト１０−１〜１
０−ｍが接続されており、ホスト１０−１〜１０−ｎの
アプリケーションにより入出力要求をデバイス制御装置
１２に対し行っている。

【手続補正１４】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００５２

【補正方法】変更

【補正内容】

【００５２】この割当時間制御部３５による余剰時間の
配分には、（１）余剰時間によるクォンタムの延長（２）余剰時間によるクォンタムの頻度増加の２つがある。

【手続補正１５】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００５３

【補正方法】変更

【補正内容】

【００５３】即ち、割当時間制御部３５は処理要求の少
ない入出力グループの余った時間を、処理要求の多い別
の入出力グループのクォンタムを延長することで配分す
るか、或いは、クォンタムを変えることなく頻度を殖や
すことで配分する。

【手続補正１６】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００５４

【補正方法】変更

【補正内容】

【００５４】ここでディスク・タイムシェアリング制御
情報３０−１について説明すると、この実施形態にあっ
ては入出力グループをＧ１，Ｇ２，Ｇ３の３つに分けて
定義した場合を例にとっており、入出力グループＧ１〜
Ｇ３に対応してスケジュール待ちグループキュー３８−
１〜３８−２が設けられる。このスケジュール待ちグル
ープキュー３８−１〜３８−３には、入出力要求受付部
３４で受けつけた入出力要求がキューを構成するＦＩＦ
Ｏに格納することで並ぶ。

【手続補正１７】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００５５

【補正方法】変更

【補正内容】

【００５５】また入出力グループＧ１〜Ｇ４に対応して
完了待ちグループキュー４０−１，４０−２，４０−３
が設けられる。完了待ちグループキュー４０−１，４０
−３には、ディスク装置１６への入出力依頼が完了し、
ディスク装置１６から入出力完了応答を受けていない入
出力要求がキューを構成するＦＩＦＯに格納することで
並んでいる。

【手続補正１８】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００６２

【補正方法】変更

【補正内容】

【００６２】（１）シーケンシャルアクセス（２）ランダムアクセス（３）コピー／バックアップ処理（４）ＲＡＩＤのリ・ビルディング処理この内、ランダムアクセスとシーケンシャルアクセスは
正常系処理に属し、コピー／バックアップ処理やリビル
ディング処理は異常系処理に属する。このためディスク
タイムシェアリング制御情報３０−１の入出力グループ
としては、例えばランダムアクセスグループ、シーケン
シャルアクセスグループ、及び異常系グループに分ける
ことができる。

【手続補正１９】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００６３

【補正方法】変更

【補正内容】

【００６３】更にディスク・タイムシェアリング制御情
報３０−１には、現クォンタム種別４４、現クォンタム
開始時刻４６、更に次入出力タスク種別４８が設けられ
る。この現クォンタム種別４４はディスク装置１６のデ
ィスクドライブ２４−１，２４−２毎に設けられ、現
在、ディスクドライブ２４−１，２４−２を使用してい
る入出力グループの識別子が設定される。

【手続補正２０】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００６７

【補正方法】変更

【補正内容】

【００６７】このようなリ・オーダリング機能を備えた
ディスク装置に入出力を依頼する場合、シンプル・タス
クを指定するとリ・オーダリングの対象としてよいこと
をディスクドライブに通知することになる。このシンプ
ル・タスクを指定した入出力を受けつけたディスクドラ
イブは、ポジショニング時間を最小とするような順番で
入出力をスケジュールする。

【手続補正２１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００６８

【補正方法】変更

【補正内容】

【００６８】しかしながらリ・オーダリング機能は常に
ポジショニング時間が最小となる入出力を選択するた
め、ある入出力が長い間待ちのままスケジュールされな
い現象が発生する。この現象を解消するためディスクド
ライブはシンプル・タスクの他にオーダード・タスクの
機能を備えている。

【手続補正２２】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００７４

【補正方法】変更

【補正内容】

【００７４】図４において、入出力グループＧ１〜Ｇ３
について、ディスク・タイムシェアリング制御情報３０
−１のスケジュール待ちグループキュー３８−１〜３８
−３に入出力要求が格納されている競合状態にあって
は、入出力グループＧ１〜Ｇ３毎に決定されたクォンタ
ム割当時間τ１，τ２，τ３に従って、グループＧ１〜
Ｇ３の順に各入出力をスケジューリングしてディスク装
置１６に入出力を依頼する。

【手続補正２３】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００７６

【補正方法】変更

【補正内容】

【００７６】次の入出力グループＧ２のクォンタム割当
時間τ２の間には、例えば６つの入出力がスケジュール
されている。更に時刻ｔ２でクォンタム割当時間τ２が
経過すると、入出力グループＧ３のクォンタム割当時間
τ３への切り替えが行われ、例えば入出力グループＧ３
の３つの入出力がスケジュールされる。以下同様にクォ
ンタム割当時間τ１，τ２，τ３を切り替えて、それぞ
れの入出力グループの入出力をスケジュールする。

【手続補正２４】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００７７

【補正方法】変更

【補正内容】

【００７７】図５は、特定の入出力グループの入出力の
みが連続した場合のタイムシェアリング処理の一例であ
る。図５において、時刻ｔ０で入出力グループＧ１のみ
の入出力が図３のスケジュール待ちグループキュー３８
−１に並んでおり、残りの入出力グループＧ２，Ｇ３の
スケジュール待ちグループキュー３８−２，３８−３は
空であったとする。

【手続補正２５】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００７８

【補正方法】変更

【補正内容】

【００７８】この場合には時刻ｔ０からの入出力グルー
プＧ１のクォンタム持ち時間τ１で入出力グループＧ１
の２つの入出力をスケジュールした後、時刻ｔ１でクォ
ンタム割当時間τ１をリセットすることで次の同じ入出
力グループＧ１のクォンタム持ち時間τ１をリ・スター
トさせ、例えば３つの入出力をスケジュールする。

【手続補正２６】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００８０

【補正方法】変更

【補正内容】

【００８０】更に図５にあっては、時刻ｔ２で３つの入
出力グループＧ１〜Ｇ３の入出力が競合状態となること
で、次のクォンタム割当時間τ２への切り替えが行われ
ている。

【手続補正２７】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００８５

【補正方法】変更

【補正内容】

【００８５】このため、クォンタム切替え時に現在ディ
スクドライブに依頼している要求が次のクォンタム内で
完了して新たな入出力要求が投入できるか否かを判断す
るため残り時間τr を次式で算出する。 τr ＝Ｔ0 ＋τ−Ｔw −Ｔnow （２）但し、Ｔ0 はクォンタム開始時刻（予測値） τはクォンタム割当時間Ｔw は未処理Ｉ／Ｏ処理時間（予測値）Ｔnow は現在時刻Ｔ0 ＝Ｔs ＋Ｔw （３）但し、Ｔs は切替え前のクォンタム開始時刻Ｔw ＝Ｎ×Ｔａ（４）但し、Ｎは未処理のＩ／Ｏ数Ｔa はアクセス種別毎によるＩ／Ｏの平均処理時間ここで未処理Ｉ／０とは、ディスク装置に入出力要求を
投入して完了応答が返ってこないものをいう。この未処
理Ｉ／Ｏには、本発明の実施形態の場合、前未処理Ｉ／
Ｏ、前々未処理Ｉ／Ｏおよび全未処理Ｉ／Ｏがあり、そ
れぞれ直前のクォンタムの未処理Ｉ／Ｏ、２つ前のクォ
ンタムの未処理Ｉ／Ｏ、および全てのクォンタムを通じ
た未処理Ｉ／Ｏを意味する。

【手続補正２８】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００８７

【補正方法】変更

【補正内容】

【００８７】（２）式の残り時間τｒは、ディスク入出
力スケジュール機構が新たな入出力を受け付けた場合、
またはディスク装置から入出力の完了応答を受けた場合
に算出され、残り時間τr がτ r ＞０あれば、残り時間ありと判断し、現クォンタムの入出力
をディスク装置に投入する。またτ r ≦０であれば、残り時間なしと判断し、クォンタムを切替え
る。

【手続補正２９】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１０６

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１０６】現クォンタムがシーケンシャルであればス
テップＳ３に進み、デバイスアダプタＤＡのバッファに
空きがあるか否かチェックし、空きがなければ処理を終
了する。デバイスアダプタＤＡのバッファに空きがあれ
ば、ステップＳ４に進む。またランダムアクセスの場合
にはステップＳ２からステップＳ４に進む。

【手続補正３０】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１１２

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１１２】また次の入出力グループＧ２のスケジュー
ル待ちグループキュー３８−２に入出力の待ちがないと
ステップＳ９に進み、現在の入出力グループＧ１のクォ
ンタム持ち時間τ１をリセットし、次入出力タスク種別
情報４８について、次のタスクをオーダードに設定す
る。同時に、クォンタム開始時刻Ｔo を予測し、現クォ
ンタムの開始時刻に予測したＴ0 を設定する。この場
合、現クォンタム開始時間はそのままである。

【手続補正３１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１１５

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１１５】ステップＳ１２では、入出力グループＧ１
のクォンタム持ち時間τ１に切替え、次タスクをオーダ
ードに設定し、現クォンタム種別に次のクォンタム種別
を設定し、更に、クォンタム開始時刻Ｔ0 を予測し、現
クォンタム開始時刻に予測したＴ0 を設定する。

【手続補正３２】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１１８

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１１８】図９は、図８のステップＳ１３のクォンタ
ム割当時間制御をサブルーチンとして示したフローチャ
ートである。

【手続補正３３】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１２３

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１２３】いま図１０（Ａ）のように、３つのクォン
タムＱ１，Ｑ２，Ｑ３についてクォンタム割当時間の初
期設定がτ１，τ２，τ３であったとする。このような
初期設定に対し実際の入出力による結果が、図１０
（Ｂ）の実績のように、クォンタムＱ１は初期設定の割
当時間τ１を達成したが残り２つのクォンタムＱ２，Ｑ
３は初期設定の割当時間τ２，τ３より短い実績とな
り、余剰時間Δτが生じたとする。

【手続補正３４】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１３８

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１３８】次のクォンタムＱ３に切替えるＴ３サイク
ルにあっては、再割当としてクォンタムＱ１，Ｑ３につ
いては１つ前のＴ２サイクルでの再割当「３０，３０」
に配分量「０，０」を加えた再割当「３０，３０」とな
るが、クォンタムＱ２にあってはＴ２サイクルで実績が
「３０」となって、達成していることから、リセットに
より初期割当「２０」が再割当される。

【手続補正３５】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１５８

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１５８】この場合、図１６（Ａ）の初期設定に対
し、図１６（Ｂ）の実績はクォンタムＱ１の割当時間τ
１のみとなり、余剰時間が初期設定割当時間τ１以上で
ある限り、図１６（Ｃ）（Ｄ）、図１６（Ｅ）（Ｆ）の
ように、実績のあるクォンタムＱ１の初期設定割当時間
τ１の再設定が繰り返され、余剰時間に応じて頻度が増
加される。そして図１６（Ｆ）で余剰時間が不足した場
合には、図１６（Ｇ）のように時刻ｔ４で初期設定割当
時間τ１，τ２，τ３の再設定を行って同様な処理を繰
り返す。

【手続補正３６】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１６４

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１６４】このような上位グループの形成によって、
ある入出力グループのクォンタムを実行して余剰時間を
生じた場合、余剰時間の配分先を（１）上位グループ内で配分して、他の上位グループへ
の配分を禁止（２）他の上位グループへの配分を許可と２つに分けた配分制御が基本的にできる。

【手続補正３７】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１７５

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１７５】更に優先度による他の上位グループへの配
分については、優先度の高い上位グループの順に、その
上位グループに属している複数の入出力グループの中で
割当時間を達成したグループを調べ、達成したグループ
があればそのグループに余剰時間を配分する。

【手続補正３８】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１８２

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１８２】また実際の入出力グループは、図１９
（Ｃ）のクォンタムのように、ランダムアクセス、シー
ケンシャル１、シーケンシャル２、コピーリードアクセ
スＯＰＣＲ、コピーライトアクセスＯＰＣＷ、リビルド
Ｒｅｂｌｄを繰り返している。また、この場合の初期設
定となる配分比は、正常系は「３０，２０，２０」、第
１異常系は「１０，１０」、第２異常系は「１０」であ
る。これに対し図１９（Ｅ）のような実績と余剰時間の
再配分が行われる。

【手続補正３９】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１８４

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１８４】次の第１異常系にあっては、コピーリード
アクセスＯＰＣＲとコピーライトアクセスＯＰＣＷの初
期割当は共に「１０，１０」であり、この場合、実績が
「５，５」であることから、グループ全体としての余剰
分は「１０」となっている。また第２異常系のリビルド
アクセスＲｅｂｌｄは、初期割当が「１０」で実績が
「１０」であることから余剰はない。

【手続補正４０】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１９１

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１９１】図２１は入出力グループをランダムアクセ
スグループ、シーケンシャルアクセスグループ、更に２
つのコピーアクセスグループの４つに分け、それぞれの
割当時間の比率を１４０ｍｓ，４０ｍｓ，１０ｍｓ，１
０ｍｓとしてシミュレーションした場合のスループット
ＩＯＰＳ（回）とレスポンス時間（ｍｓ）のタイムチャ
ートである。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者加藤匡史神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番１号富士通株式会社内 (72)発明者伊藤実希夫神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番１号富士通株式会社内 (72)発明者大黒谷秀治郎神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番１号富士通株式会社内Ｆターム(参考） 5B065 BA01 CA11 CH15 5C052 AA01 AB02 CC06 DD10 5D044 CC04 DE14 DE94 DE96 EF02 FG09 GK05 GK12 HL01 HL06 HL11 HL14 5D066 BA02 BA05 BA10

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】１又は複数のディスクドライブを備えたデ
ィスク装置と、前記ディスク装置に入出力要求を発行する入出力要求部
と、ディスク装置への入出力を種別に応じてグループ化した
入出力グループを形成すると共に各入出力グループが連
続してディスク装置を使用できる割当時間（クォンタ
ム）を定義し、複数の入出力グループからディスク装置
に入出力の依頼を受け付けている場合、競合した入出力
グループ間で前記割当時間を順番に切り替えてディスク
装置を使用する入出力スケジュール機構と、前記入出力グループの入出力処理要求の過密具合に応じ
て前記割当時間を変動させる割当時間制御部と、を備え
たことを特徴とするディスク・タイムシェアリング装
置。
【請求項２】請求項１記載のディスク・タイムシェアリ
ング装置に於いて、前記割当時間制御部は、処理要求の
少ない入出力グループの余った割当時間を、処理要求が
多い入出力グループの割当時間を延長させることで配分
することを特徴とするディスク・タイムシェアリング装
置。
【請求項３】請求項１記載のディスク・タイムシェアリ
ング装置に於いて、前記割当時間制御部は、処理要求の
少ない入出力グループの余った割当時間を、処理要求が
多い入出力グループの割当時間を変えることなく頻度を
増やすことで配分することを特徴とするディスク・タイ
ムシェアリング装置。
【請求項４】請求項１記載のディスク・タイムシェアリ
ング装置に於いて、前記入出力スケジュール機構は、前記複数の入出力グル
ープをまとめて２以上の上位グループを形成し、前記割当時間制御部は、上位グループ内においてのみ各
入出力グループ間で余剰時間の配分を行うことを特徴と
するディスク・タイムシェアリング装置。
【請求項５】請求項４記載のディスク・タイムシェアリ
ング装置に於いて、前記割当時間制御部は、上位グルー
プの相互間で余剰時間の配分を行うことを特徴とするデ
ィスク・タイムシェアリング装置。
【請求項６】請求項５記載のディスク・タイムシェアリ
ング装置に於いて、前記割当時間制御部は、ある上位グ
ループに属する全ての入出力グループに余剰時間がある
場合に、他の上位グループの処理要求の多い入出力グル
ープに余剰時間を配分することを特徴とするディスク・
タイムシェアリング装置。
【請求項７】請求項５記載のディスク・タイムシェアリ
ング装置に於いて、前記割当時間制御部は、ある上位グ
ループに属する一部の入出力グループに余剰時間がある
場合に、他の上位グループの処理要求の多い入出力グル
ープに余剰時間を配分することを特徴とするディスク・
タイムシェアリング装置。
【請求項８】請求項６又は７記載のディスク・タイムシ
ェアリング装置に於いて、前記割当時間制御部は、配分
先の上位グループに余剰時間を使い切る入出力グループ
がない場合は、他の上位グループに配分しないことを特
徴とするディスク・タイムシェアリング装置。
【請求項９】請求項６又は７記載のディスク・タイムシ
ェアリング装置に於いて、前記入出力スケジュール機構
は前記上位グループに優先度を設定し、前記割当制御部
は優先度の高い上位グループから順番に入出力要求の過
密具合を調べ、入出力処理要求の多い上位グループに他
の上位グループの余剰時間を配分することを特徴とする
ディスク・タイムシェアリング装置。
【請求項１０】請求項６又は７記載のディスク・タイム
シェアリング装置に於いて、前記入出力スケジュール機
構は前記上位グループに優先度を設定し、前記割当制御
部は優先度の低い上位グループから順番に入出力要求の
過密具合を調べ、入出力処理要求の多い上位グループに
他の上位グループの余剰時間を配分することを特徴とす
るディスク・タイムシェアリング装置。
【請求項１１】請求項６又は７記載のディスク・タイム
シェアリング装置に於いて、前記割当制御部は、予め指
定した上位グループに他の上位グループの余剰時間を配
分することを特徴とするディスク・タイムシェアリング
装置。
【請求項１２】請求項５，６，７，９，１０，１１のい
ずれかに記載のディスク・タイムシェアリング装置に於
いて、前記割当時間制御部は、ある上位グループに属す
る入出力処理要求の少ない入出力グループの余った割当
時間を、他の上位グループに属する入出力処理要求が多
い入出力グループの割当時間を延長させることで配分す
ることを特徴とするディスク・タイムシェアリング装
置。
【請求項１３】請求項５，６，７，９，１０，１１のい
ずれかに記載のディスク・タイムシェアリング装置に於
いて、前記割当時間制御部は、ある上位グループに属す
る入出力処理要求の少ない入出力グループの余った割当
時間を、他の上位グループに属する入出力処理要求が多
い入出力グループの割当時間を変えることなく頻度を増
やすことで配分することを特徴とするディスク・タイム
シェアリング装置。
【請求項１４】１又は複数のディスクドライブを備えた
ディスク装置と、前記ディスク装置に入出力要求を発行
する入出力要求部と、前記入出力要求に基づいて前記デ
ィスク装置の使用をスケジューリングする入出力スケジ
ュール機構とを備えたディスク・タイムシェアリング方
法に於いて、ディスク装置への入出力を種別に応じてグループ化した
入出力グループを形成すると共に各入出力グループが連
続してディスク装置を使用できる割当時間（クォンタ
ム）を定義し、複数の入出力グループからディスク装置に入出力の依頼
を受け付けている場合、競合した入出力グループ間で前
記割当時間を順番に切り替えてディスク装置を使用し、前記入出力グループの入出力処理要求の過密具合に応じ
て前記割当時間を変動させることを特徴とするディスク
・タイムシェアリング方法。
【請求項１５】請求項１４記載のディスク・タイムシェ
アリング方法に於いて、処理要求の少ない入出力グルー
プの余った割当時間を、処理要求が多い入出力グループ
の割当時間を延長させることで配分することを特徴とす
るディスク・タイムシェアリング方法。
【請求項１６】請求項１４記載のディスク・タイムシェ
アリング方法に於いて、処理要求の少ない入出力グルー
プの余った割当時間を、処理要求が多い入出力グループ
の割当時間を変えることなく頻度を増やすことで配分す
ることを特徴とするディスク・タイムシェアリング方
法。
【請求項１７】請求項１４記載のディスク・タイムシェ
アリング方法に於いて、前記複数の入出力グループをまとめて２以上の上位グル
ープを形成し、上位グループ内においてのみ各入出力グループ間で余剰
時間を配分することを特徴とするディスク・タイムシェ
アリング方法。
【請求項１８】請求項１７記載のディスク・タイムシェ
アリング方法に於いて、上位グループの相互間で余剰時
間の配分を行うことを特徴とするディスク・タイムシェ
アリング方法。
【請求項１９】請求項１８記載のディスク・タイムシェ
アリング方法に於いて、ある上位グループに属する全て
の入出力グループに余剰時間がある場合に、他の上位グ
ループの処理要求の多い入出力グループに余剰時間を配
分することを特徴とするディスク・タイムシェアリング
方法。
【請求項２０】請求項１８記載のディスク・タイムシェ
アリング方法に於いて、ある上位グループに属する一部
の入出力グループに余剰時間がある場合に、他の上位グ
ループの処理要求の多い入出力グループに余剰時間を配
分することを特徴とするディスク・タイムシェアリング
方法。
【請求項２１】請求項１９又は２０記載のディスク・タ
イムシェアリング方法に於いて、配分先の上位グループ
に余剰時間を使い切る入出力グループがない場合は、他
の上位グループに配分しないことを特徴とするディスク
・タイムシェアリング方法。
【請求項２２】請求項１９又は２０記載のディスク・タ
イムシェアリング方法に於いて、前記上位グループに優
先度を設定し、優先度の高い上位グループから順番に入
出力要求の過密具合を調べ、入出力処理要求の多い上位
グループに他の上位グループの余剰時間を配分すること
を特徴とするディスク・タイムシェアリング方法。
【請求項２３】請求項１９又は２０記載のディスク・タ
イムシェアリング方法に於いて、前記上位グループに優
先度を設定し、優先度の低い上位グループから順番に入
出力要求の過密具合を調べ、入出力処理要求の多い上位
グループに他の上位グループの余剰時間を配分すること
を特徴とするディスク・タイムシェアリング方法。
【請求項２４】請求項２０又は２１記載のディスク・タ
イムシェアリング方法に於いて、予め指定した上位グル
ープに他の上位グループの余剰時間を配分することを特
徴とするディスク・タイムシェアリング方法。
【請求項２５】請求項１８，１９，２０，２１，２３，
２４のいずれかに記載のディスク・タイムシェアリング
方法に於いて、ある上位グループに属する入出力処理要
求の少ない入出力グループの余った割当時間を、他の上
位グループに属する入出力処理要求が多い入出力グルー
プの割当時間を延長させることで配分することを特徴と
するディスク・タイムシェアリング方法。
【請求項２６】請求項１８，１９，２０，２１，２３，
２４のいずれかに記載のディスク・タイムシェアリング
方法に於いて、ある上位グループに属する入出力処理要
求の少ない入出力グループの余った割当時間を、他の上
位グループに属する入出力処理要求が多い入出力グルー
プの割当時間を変えることなく頻度を増やすことで配分
することを特徴とするディスク・タイムシェアリング方
法。