JP2001344154A - 入出力制御装置 - Google Patents
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- G06F11/1666—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware where the redundant component is memory or memory area
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- G—PHYSICS
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- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0866—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches for peripheral storage systems, e.g. disk cache
- G06F12/0868—Data transfer between cache memory and other subsystems, e.g. storage devices or host systems
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- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Debugging And Monitoring (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 全てのキャッシュメモリを有効に使用するこ
とができ、増設単位を１つとすることができる入出力制
御装置を提供すること。 【解決手段】 キャッシュメモリ正常時には、処理装置
からのライト要求に対して、正常時の上記構成情報に基
づきデータを各キャッシュメモリ１−１〜１−ｎに書き
込んだ後、ライト要求の完了応答を返し、キャッシュメ
モリ上のライトデータをライト完了応答と非同期で１乃
至複数のディスク装置２に書き出す。また、キャッシュ
メモリに障害が発生した場合は、障害が発生したキャッ
シュメモリが担当していた領域に書き出すライドデータ
を、残りのキャッシュメモリで分担する。さらに、キャ
ッシュメモリを増設する場合には、増設時の構成情報に
基づきデータを移動させた後、増設後の構成情報により
処理装置からのライト要求に対してデータをキャッシュ
メモリに書き込む。
とができ、増設単位を１つとすることができる入出力制
御装置を提供すること。 【解決手段】 キャッシュメモリ正常時には、処理装置
からのライト要求に対して、正常時の上記構成情報に基
づきデータを各キャッシュメモリ１−１〜１−ｎに書き
込んだ後、ライト要求の完了応答を返し、キャッシュメ
モリ上のライトデータをライト完了応答と非同期で１乃
至複数のディスク装置２に書き出す。また、キャッシュ
メモリに障害が発生した場合は、障害が発生したキャッ
シュメモリが担当していた領域に書き出すライドデータ
を、残りのキャッシュメモリで分担する。さらに、キャ
ッシュメモリを増設する場合には、増設時の構成情報に
基づきデータを移動させた後、増設後の構成情報により
処理装置からのライト要求に対してデータをキャッシュ
メモリに書き込む。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、多重化したキャッ
シュメモリにライトデータを保持する入出力制御装置に
関する。
シュメモリにライトデータを保持する入出力制御装置に
関する。
【０００２】
【従来の技術】レイド（ＲＡＩＤ）制御装置（以下ＲＡ
ＩＤ制御装置という）は、通常キャッシュメモリを持
ち、サーバからのライト要求に対しては、データをキャ
ッシュメモリに書き込んだだけでライト要求の完了応答
をサーバに返す。キャッシュメモリ上のライトデータは
サーバへのライト完了応答と非同期でディスク装置に書
き出す。このような動作をライトバック動作と呼ぶ。キ
ャッシュメモリを持ちライトバック動作を行うディスク
装置のライト要求に対する応答時間はキャッシュメモリ
を持たないディスク装置に比べて格段（約１０倍) に短
い。
ＩＤ制御装置という）は、通常キャッシュメモリを持
ち、サーバからのライト要求に対しては、データをキャ
ッシュメモリに書き込んだだけでライト要求の完了応答
をサーバに返す。キャッシュメモリ上のライトデータは
サーバへのライト完了応答と非同期でディスク装置に書
き出す。このような動作をライトバック動作と呼ぶ。キ
ャッシュメモリを持ちライトバック動作を行うディスク
装置のライト要求に対する応答時間はキャッシュメモリ
を持たないディスク装置に比べて格段（約１０倍) に短
い。
【０００３】ＲＡＩＤ制御装置においては、ライトデー
タの永続性保証のため、通常２つのキャッシュメモリを
持ち、２つのキャッシュメモリにそれぞれライトデータ
を保持する（２のキャッシュメモリに保持するライトデ
ータを以下では１次データ、２次データという）。この
ような構成にすることにより、一つのキャッシュメモリ
に障害が発生しても、もう一つのキャッシュメモリにラ
イトデータが保持されているためデータを失うことはな
い。そして、通常、ライトデータの永続性保証のため、
キャッシュメモリに障害が発生し、キャッシュメモリが
１つになった時点で、すみやかにキャッシュメモリ上の
ライトデータをディスクに書き戻し、その後はライトデ
ータのデイスクへの書き込み同期を採ってライトデータ
完了応答をサーバに返す動作となる。このような動作を
ライトスルー動作と呼ぶ。 キャッシュメモリ障害によ
り、ライトバック動作からライトスルー動作に移行する
ことにより、ライト要求に対する応答時間は長くなる
（約１０倍）。
タの永続性保証のため、通常２つのキャッシュメモリを
持ち、２つのキャッシュメモリにそれぞれライトデータ
を保持する（２のキャッシュメモリに保持するライトデ
ータを以下では１次データ、２次データという）。この
ような構成にすることにより、一つのキャッシュメモリ
に障害が発生しても、もう一つのキャッシュメモリにラ
イトデータが保持されているためデータを失うことはな
い。そして、通常、ライトデータの永続性保証のため、
キャッシュメモリに障害が発生し、キャッシュメモリが
１つになった時点で、すみやかにキャッシュメモリ上の
ライトデータをディスクに書き戻し、その後はライトデ
ータのデイスクへの書き込み同期を採ってライトデータ
完了応答をサーバに返す動作となる。このような動作を
ライトスルー動作と呼ぶ。 キャッシュメモリ障害によ
り、ライトバック動作からライトスルー動作に移行する
ことにより、ライト要求に対する応答時間は長くなる
（約１０倍）。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】上記、キャッシュメモ
リ障害によりライトスルーに移行することによる性能劣
化対策としては、予備のキャッシュメモリを準備してお
き、キャッシュメモリ障害時にそれを使用する手法が考
えられる。すなわち、図１０（ａ）に示すように２つの
キャッシュメモリＣａｃｈｅ１，Ｃａｃｈｅ２に加え、
通常は使用されない予備のキャッシュメモリＣａｃｈｅ
Ｘを準備する。そして、例えばキャッシュメモリＣａｃ
ｈｅ１の障害時、図１０（ｂ）に示すように、予備のキ
ャッシュメモリＣａｃｈｅＸにライトデータの一次デー
タと２次データを保持させる。このような構成とするこ
とにより、キャッシュメモリＣａｃｈｅ１またはＣａｃ
ｈｅ２に障害が発生しても、ライトバック動作を行うこ
とができる。上記手法をホットスペア方式と呼ぶ。
リ障害によりライトスルーに移行することによる性能劣
化対策としては、予備のキャッシュメモリを準備してお
き、キャッシュメモリ障害時にそれを使用する手法が考
えられる。すなわち、図１０（ａ）に示すように２つの
キャッシュメモリＣａｃｈｅ１，Ｃａｃｈｅ２に加え、
通常は使用されない予備のキャッシュメモリＣａｃｈｅ
Ｘを準備する。そして、例えばキャッシュメモリＣａｃ
ｈｅ１の障害時、図１０（ｂ）に示すように、予備のキ
ャッシュメモリＣａｃｈｅＸにライトデータの一次デー
タと２次データを保持させる。このような構成とするこ
とにより、キャッシュメモリＣａｃｈｅ１またはＣａｃ
ｈｅ２に障害が発生しても、ライトバック動作を行うこ
とができる。上記手法をホットスペア方式と呼ぶ。
【０００５】しかしながら、上記した従来方法には、以
下の欠点がある。 （１）ホットスペア方式においては、図１１（ａ）に示
すように通常使われないキャッシュメモリを用意する必
要があり、全てのキャッシュメモリを有効に使用するこ
とができない。 （２）ライトデータの永続性保証のため、前記したよう
に２つのキャッシュメモリを使用する場合には、キャッ
シュメモリを増設する際、図１１（ｂ）に示すように必
ず２個ずつ増設する必要があり、ホットスペア方式を用
いる場合には、さらに通常使用されないキャッシュメモ
リを用意する必要がある。 本発明は上記事情に鑑みなされたものであって、全ての
キャッシュメモリを有効に使用することができ、キャッ
シュメモリの増設単位を１つとすることができる入出力
制御装置を提供することである。
下の欠点がある。 （１）ホットスペア方式においては、図１１（ａ）に示
すように通常使われないキャッシュメモリを用意する必
要があり、全てのキャッシュメモリを有効に使用するこ
とができない。 （２）ライトデータの永続性保証のため、前記したよう
に２つのキャッシュメモリを使用する場合には、キャッ
シュメモリを増設する際、図１１（ｂ）に示すように必
ず２個ずつ増設する必要があり、ホットスペア方式を用
いる場合には、さらに通常使用されないキャッシュメモ
リを用意する必要がある。 本発明は上記事情に鑑みなされたものであって、全ての
キャッシュメモリを有効に使用することができ、キャッ
シュメモリの増設単位を１つとすることができる入出力
制御装置を提供することである。
【０００６】
【課題を解決するための手段】図１は本発明の概要を説
明する図であり、図１（ａ）は本発明の入出力制御装置
の概略構成を示し、図１（ｂ）はキャッシュメモリが正
常時、障害時、およびキャッシュメモリ増設時における
構成情報の一例を示す。同図（ａ）において、１−１〜
１−ｎはキャッシュメモリであり、各キャッシュメモリ
１−１〜１−ｎは、ライトデータを２重化し１次デー
タ、２次データとして保持する。キャッシュメモリ正常
時には、図１（ｂ）の正常時の構成情報に示すように、
１乃至複数のディスクの領域をキャッシュメモリの個数
ｎに分割し、例えば、ディスク装置２のｋ（ｋ＝１〜ｎ
−１）番目の領域Ｒｋに書き出すライトデータの１次デ
ータと２次データを、それぞれｋ番目のキャッシュメモ
リとｋ＋１番目のキャッシュメモリに保持し、ディスク
のｎ番目の領域Ｒｎに書き出すライトデータの１次デー
タと２次データをそれぞれｎ番目のキャッシュメモリと
１番目のキャッシュメモリに保持する。そして、処理装
置からのライト要求に対して、上記構成情報に基づきデ
ータを各キャッシュメモリに書き込んだ後、ライト要求
の完了応答を返し、キャッシュメモリ上のライトデータ
をライト完了応答と非同期で１乃至複数のディスク装置
２に書き出す。
明する図であり、図１（ａ）は本発明の入出力制御装置
の概略構成を示し、図１（ｂ）はキャッシュメモリが正
常時、障害時、およびキャッシュメモリ増設時における
構成情報の一例を示す。同図（ａ）において、１−１〜
１−ｎはキャッシュメモリであり、各キャッシュメモリ
１−１〜１−ｎは、ライトデータを２重化し１次デー
タ、２次データとして保持する。キャッシュメモリ正常
時には、図１（ｂ）の正常時の構成情報に示すように、
１乃至複数のディスクの領域をキャッシュメモリの個数
ｎに分割し、例えば、ディスク装置２のｋ（ｋ＝１〜ｎ
−１）番目の領域Ｒｋに書き出すライトデータの１次デ
ータと２次データを、それぞれｋ番目のキャッシュメモ
リとｋ＋１番目のキャッシュメモリに保持し、ディスク
のｎ番目の領域Ｒｎに書き出すライトデータの１次デー
タと２次データをそれぞれｎ番目のキャッシュメモリと
１番目のキャッシュメモリに保持する。そして、処理装
置からのライト要求に対して、上記構成情報に基づきデ
ータを各キャッシュメモリに書き込んだ後、ライト要求
の完了応答を返し、キャッシュメモリ上のライトデータ
をライト完了応答と非同期で１乃至複数のディスク装置
２に書き出す。
【０００７】キャッシュメモリに障害が発生した場合
は、障害が発生したキャッシュメモリが担当していた領
域に書き出すライトデータを、残りのキャッシュメモリ
で分担する。図１（ｂ）の障害時の構成情報に示すよう
に、１乃至複数のディスクの領域を正常なキャッシュメ
モリの個数ｍ（ｍ＜ｎ）に分割し、例えば、ディスクの
ｋ（ｋ＝１〜ｍ）番目の領域Ｒ’ｋに書き出すライトデ
ータの１次データと２次データを、それぞれｋ番目のキ
ャッシュメモリとｋ＋１番目のキャッシュメモリに保持
し、ディスクのｎ番目の領域Ｒ’ｎに書き出すライトデ
ータの１次データと２次データをそれぞれｎ番目のキャ
ッシュメモリと１番目のキャッシュメモリに保持する。
そして、キャッシュメモリに障害が発生したとき、障害
の発生したキャッシュメモリに保持されていた一次デー
タに対応する２次データを直ちにディスク装置に書き出
した後、障害発生時の構成情報により、処理装置からの
ライト要求に対してデータをキャッシュメモリに書き込
むとともに、キャッシュメモリからディスク装置にデー
タを書き出す。また、キャッシュメモリを増設する場合
には、増設時の構成情報に基づき、キャッシュメモリに
保持されたデータを移動させた後、例えば図１（ｂ）に
示す増設後の構成情報により処理装置からのライト要求
に対してデータをキャッシュメモリに書き込むととも
に、キャッシュメモリからディスク装置にデータを書き
出す。以上のように、本発明においては、３つ以上のキ
ャッシュメモリで、ライトデータを循環しながら２重化
して保持し、あるキャッシュメモリに障害が発生した場
合は、障害が発生したキャッシュメモリが担当していた
領域に書き出すライトデータを、残りのキャッシュメモ
リで分担するようにしたので、ｎ＞２個の任意の数でキ
ャッシュメモリの構成が可能となる。また、通常使用さ
れないキャッシュメモリを用意する必要がなく、全ての
キャッシュメモリを有効に使用することができる。
は、障害が発生したキャッシュメモリが担当していた領
域に書き出すライトデータを、残りのキャッシュメモリ
で分担する。図１（ｂ）の障害時の構成情報に示すよう
に、１乃至複数のディスクの領域を正常なキャッシュメ
モリの個数ｍ（ｍ＜ｎ）に分割し、例えば、ディスクの
ｋ（ｋ＝１〜ｍ）番目の領域Ｒ’ｋに書き出すライトデ
ータの１次データと２次データを、それぞれｋ番目のキ
ャッシュメモリとｋ＋１番目のキャッシュメモリに保持
し、ディスクのｎ番目の領域Ｒ’ｎに書き出すライトデ
ータの１次データと２次データをそれぞれｎ番目のキャ
ッシュメモリと１番目のキャッシュメモリに保持する。
そして、キャッシュメモリに障害が発生したとき、障害
の発生したキャッシュメモリに保持されていた一次デー
タに対応する２次データを直ちにディスク装置に書き出
した後、障害発生時の構成情報により、処理装置からの
ライト要求に対してデータをキャッシュメモリに書き込
むとともに、キャッシュメモリからディスク装置にデー
タを書き出す。また、キャッシュメモリを増設する場合
には、増設時の構成情報に基づき、キャッシュメモリに
保持されたデータを移動させた後、例えば図１（ｂ）に
示す増設後の構成情報により処理装置からのライト要求
に対してデータをキャッシュメモリに書き込むととも
に、キャッシュメモリからディスク装置にデータを書き
出す。以上のように、本発明においては、３つ以上のキ
ャッシュメモリで、ライトデータを循環しながら２重化
して保持し、あるキャッシュメモリに障害が発生した場
合は、障害が発生したキャッシュメモリが担当していた
領域に書き出すライトデータを、残りのキャッシュメモ
リで分担するようにしたので、ｎ＞２個の任意の数でキ
ャッシュメモリの構成が可能となる。また、通常使用さ
れないキャッシュメモリを用意する必要がなく、全ての
キャッシュメモリを有効に使用することができる。
【０００８】
【発明の実施の形態】図２は本発明の実施例のシステム
の全体構成を示す図である。同図において、１１はサー
バ、１２は前記したＲＡＩＤ制御装置であり、前記した
ようにサーバ１１からのライト要求に対しては、データ
をキャッシュメモリに書き込んだだけでライト要求の完
了応答をサーバに返し、キャッシュメモリ上のライトデ
ータはサーバへのライト完了応答と非同期でディスク装
置に書き出す（ライトバック動作）。ＲＡＩＤ制御装置
１２は、インタフェース制御部１２ａと、構成情報管理
部１２ｂと、キャッシュ制御部１２ｃとキャッシュメモ
リ１２ｄと、ディスクを制御するディスク制御部１２ｅ
と、複数のディスク装置１２ｆから構成される。構成情
報管理部１２ｂには、サーバ１１からのライトデータを
どのキャッシュメモリに保持させるかを管理するための
構成情報が格納されている。
の全体構成を示す図である。同図において、１１はサー
バ、１２は前記したＲＡＩＤ制御装置であり、前記した
ようにサーバ１１からのライト要求に対しては、データ
をキャッシュメモリに書き込んだだけでライト要求の完
了応答をサーバに返し、キャッシュメモリ上のライトデ
ータはサーバへのライト完了応答と非同期でディスク装
置に書き出す（ライトバック動作）。ＲＡＩＤ制御装置
１２は、インタフェース制御部１２ａと、構成情報管理
部１２ｂと、キャッシュ制御部１２ｃとキャッシュメモ
リ１２ｄと、ディスクを制御するディスク制御部１２ｅ
と、複数のディスク装置１２ｆから構成される。構成情
報管理部１２ｂには、サーバ１１からのライトデータを
どのキャッシュメモリに保持させるかを管理するための
構成情報が格納されている。
【０００９】図３に図２に示す装置のハードウェア構成
例を示す。同図において、サブシステム制御部１０１
は、チャネルＩ／Ｆ部を介して上位装置に接続されてお
り、サブシステム制御部１０１はメモリ１０１ａ、ＭＰ
Ｕ１０１ｂ、バスインタフェース部１０１ｃを備えてお
り、上記ＭＰＵ１０１ｂはメモリ１０１ａに格納されて
いるプログラムに従って動作する。また、メモリ１０１
ａには、プログラムの他に、転送データや制御データが
格納される。図３に示すサブシステム制御部１０１は、
図２に示すキャッシュ制御部１２ｃ、キャッシュメモリ
１２ｄを備えており、図３のサブシステム制御部１０１
は、図２におけるインタフェース制御部１２ａ、構成情
報管理部１２ｂ、キャッシュ制御部１２ｃ、キャッシュ
メモリ１２ｄから構成される部分に対応する。１０３は
デバイス制御部であり、デバイス制御部１０３は、バッ
ファ１０３ａ、ＭＰＵ１０３ｂ、上記ＭＰＵ１０３ｂを
動作させるプログラム等を格納したメモリ１０３ｃ、バ
スインタフェース部１０３ｄを備えている。上記サブシ
ステム制御部１０１とデバイス制御部１０３はバスＢＵ
Ｓを介して接続されており、デバイス制御部１０３はデ
バイスＩ／Ｆ部１０４を介してディスクドライブ群１０
５に接続される。図３に示すデバイス制御部１０３は図
２に示すディスク制御部に対応する
例を示す。同図において、サブシステム制御部１０１
は、チャネルＩ／Ｆ部を介して上位装置に接続されてお
り、サブシステム制御部１０１はメモリ１０１ａ、ＭＰ
Ｕ１０１ｂ、バスインタフェース部１０１ｃを備えてお
り、上記ＭＰＵ１０１ｂはメモリ１０１ａに格納されて
いるプログラムに従って動作する。また、メモリ１０１
ａには、プログラムの他に、転送データや制御データが
格納される。図３に示すサブシステム制御部１０１は、
図２に示すキャッシュ制御部１２ｃ、キャッシュメモリ
１２ｄを備えており、図３のサブシステム制御部１０１
は、図２におけるインタフェース制御部１２ａ、構成情
報管理部１２ｂ、キャッシュ制御部１２ｃ、キャッシュ
メモリ１２ｄから構成される部分に対応する。１０３は
デバイス制御部であり、デバイス制御部１０３は、バッ
ファ１０３ａ、ＭＰＵ１０３ｂ、上記ＭＰＵ１０３ｂを
動作させるプログラム等を格納したメモリ１０３ｃ、バ
スインタフェース部１０３ｄを備えている。上記サブシ
ステム制御部１０１とデバイス制御部１０３はバスＢＵ
Ｓを介して接続されており、デバイス制御部１０３はデ
バイスＩ／Ｆ部１０４を介してディスクドライブ群１０
５に接続される。図３に示すデバイス制御部１０３は図
２に示すディスク制御部に対応する
【００１０】本実施例においては、キャッシュメモリは
３つのキャッシュメモリ１２ｄ−１〜１２ｄ−３から構
成され、各キャッシュメモリは、ライトデータを２重化
して、１次データ、２次データとして保持する。図４に
キャッシュメモリが３つの場合の構成情報の一例を示
す。また、図５（ａ）に通常時の各キャッシュメモリの
担当論理ボリュームを、図５（ｂ）にキャッシュメモリ
１２ｄ−１に障害が発生した場合の担当論理ボリューム
を示す。図４、図５（ａ）に示すように、通常時、キャ
ッシュメモリ１２ｄ−１の担当論理ボリュームを１次デ
ータが１〜１０、２次データが２１〜３０とし、キャッ
シュメモリ１２ｄ−２の担当論理ボリュームを１次デー
タが１１〜２０、２次データが１〜１０とし、キャッシ
ュメモリ１２ｄ−３の担当論理ボリュームを１次データ
が２１〜３０、２次データが１１〜２０とする。この状
態で例えば、キャッシュメモリ１２ｄ−１に障害が発生
すると、図４に示す構成情報により、キャッシュメモリ
１２ｄ−１〜１２ｄ−３の担当論理ボリュームは、図５
（ｂ）に示すように、キャッシュメモリ１２ｄ−２の担
当論理ボリュームは１次データが１〜２０、２次データ
が２１〜３０となり、キャッシュメモリ１２ｄ−３の担
当論理ボリュームは１次データが２１〜３０、２次デー
タが１〜２０となる。
３つのキャッシュメモリ１２ｄ−１〜１２ｄ−３から構
成され、各キャッシュメモリは、ライトデータを２重化
して、１次データ、２次データとして保持する。図４に
キャッシュメモリが３つの場合の構成情報の一例を示
す。また、図５（ａ）に通常時の各キャッシュメモリの
担当論理ボリュームを、図５（ｂ）にキャッシュメモリ
１２ｄ−１に障害が発生した場合の担当論理ボリューム
を示す。図４、図５（ａ）に示すように、通常時、キャ
ッシュメモリ１２ｄ−１の担当論理ボリュームを１次デ
ータが１〜１０、２次データが２１〜３０とし、キャッ
シュメモリ１２ｄ−２の担当論理ボリュームを１次デー
タが１１〜２０、２次データが１〜１０とし、キャッシ
ュメモリ１２ｄ−３の担当論理ボリュームを１次データ
が２１〜３０、２次データが１１〜２０とする。この状
態で例えば、キャッシュメモリ１２ｄ−１に障害が発生
すると、図４に示す構成情報により、キャッシュメモリ
１２ｄ−１〜１２ｄ−３の担当論理ボリュームは、図５
（ｂ）に示すように、キャッシュメモリ１２ｄ−２の担
当論理ボリュームは１次データが１〜２０、２次データ
が２１〜３０となり、キャッシュメモリ１２ｄ−３の担
当論理ボリュームは１次データが２１〜３０、２次デー
タが１〜２０となる。
【００１１】すなわち、３個のキャッシュメモリで、ラ
イトデータを循環しながら２重化し、あるキャッシュメ
モリに障害が発生した場合は、障害が発生したキャッシ
ュメモリが担当していた論理ボリュームを残りのキャッ
シュメモリで分担する。そのため、構成情報には、通常
時の各キャッシュメモリが担当する１次データと２次デ
ータの論理ボリューム名を定義しておき、さらに、各キ
ャッシュメモリに障害が発生し、キャッシュメモリの数
が減った場合の、各キャッシュメモリが担当する１次デ
ータおよび２次データの論理ボリューム名を定義してお
く。
イトデータを循環しながら２重化し、あるキャッシュメ
モリに障害が発生した場合は、障害が発生したキャッシ
ュメモリが担当していた論理ボリュームを残りのキャッ
シュメモリで分担する。そのため、構成情報には、通常
時の各キャッシュメモリが担当する１次データと２次デ
ータの論理ボリューム名を定義しておき、さらに、各キ
ャッシュメモリに障害が発生し、キャッシュメモリの数
が減った場合の、各キャッシュメモリが担当する１次デ
ータおよび２次データの論理ボリューム名を定義してお
く。
【００１２】以上の例はキャッシュメモリが３個の場合
であるが、一般的には、１〜複数のディスクの領域をキ
ャッシュメモリの個数ｎに分割し、キャッシュメモリの
構成情報として、ディスクのｋ（ｋ＝１〜ｎ−１）番目
の領域に書き込むライトデータの１次データと２次デー
タを、それぞれｋ番目のキャッシュメモリと、ｋ番目以
外のキャッシュメモリに順次保持させるように設定す
る。また、障害発生時の構成情報として、１乃至複数の
ディスクの領域を正常なキャッシュメモリの個数ｍ（ｎ
＜ｍ）に分割し、ディスクのｋ（０＜ｋ≦ｍ−１）番目
の領域にライトする１次データと２次データを、それぞ
れ、ｋ番目のキャッシュメモリと、ｋ番目以外のキャッ
シュメモリに順次に保持させるように構成情報を設定す
る。以上により、ｎ（ｎ≧３）個の任意の数のキャッシ
ュメモリの構成が可能となる。さらに、キャッシュメモ
リ増設時の構成情報を定義しておけば、動作中にキャッ
シュメモリ増設を行うことができる。
であるが、一般的には、１〜複数のディスクの領域をキ
ャッシュメモリの個数ｎに分割し、キャッシュメモリの
構成情報として、ディスクのｋ（ｋ＝１〜ｎ−１）番目
の領域に書き込むライトデータの１次データと２次デー
タを、それぞれｋ番目のキャッシュメモリと、ｋ番目以
外のキャッシュメモリに順次保持させるように設定す
る。また、障害発生時の構成情報として、１乃至複数の
ディスクの領域を正常なキャッシュメモリの個数ｍ（ｎ
＜ｍ）に分割し、ディスクのｋ（０＜ｋ≦ｍ−１）番目
の領域にライトする１次データと２次データを、それぞ
れ、ｋ番目のキャッシュメモリと、ｋ番目以外のキャッ
シュメモリに順次に保持させるように構成情報を設定す
る。以上により、ｎ（ｎ≧３）個の任意の数のキャッシ
ュメモリの構成が可能となる。さらに、キャッシュメモ
リ増設時の構成情報を定義しておけば、動作中にキャッ
シュメモリ増設を行うことができる。
【００１３】次に図６〜図８により、全てのキャッシュ
メモリが正常に動作している通常時の動作、キャッシュ
メモリに障害が発生した時の動作、および、キャッシュ
メモリを増設する場合における動作について説明する。 （１）正常時 全てのキャッシュメモリが正常に動作している場合、図
６に示すように、インタフェース制御部１２ａは、正常
時の構成情報を参照し、サーバ１１から要求されたライ
トデータを、構成情報から決まる担当論理ボリュームに
対応するキャッシュメモリ（１次データと２次データの
両方) にライトし、サーバに完了応答を返す。一方、各
キャッシュ制御部１２ｃは図６に示すように正常時の構
成情報を参照し、正常時の構成情報により決まる１次デ
ータを管理するキャッシュ制御部１２ｃよりキャッシュ
メモリ１２ｄ−１〜１２ｄ−３に書かれたデータをディ
スク装置１２ｆに書き出す。
メモリが正常に動作している通常時の動作、キャッシュ
メモリに障害が発生した時の動作、および、キャッシュ
メモリを増設する場合における動作について説明する。 （１）正常時 全てのキャッシュメモリが正常に動作している場合、図
６に示すように、インタフェース制御部１２ａは、正常
時の構成情報を参照し、サーバ１１から要求されたライ
トデータを、構成情報から決まる担当論理ボリュームに
対応するキャッシュメモリ（１次データと２次データの
両方) にライトし、サーバに完了応答を返す。一方、各
キャッシュ制御部１２ｃは図６に示すように正常時の構
成情報を参照し、正常時の構成情報により決まる１次デ
ータを管理するキャッシュ制御部１２ｃよりキャッシュ
メモリ１２ｄ−１〜１２ｄ−３に書かれたデータをディ
スク装置１２ｆに書き出す。
【００１４】例えば、論理ボリュームが１〜１０の範囲
へのライト要求であれば、1 次データをキャッシュメモ
リ１２ｄ−１へ、２次データをキャッシュメモリ１２ｄ
−２へライトする。キャッシュメモリ１２ｄ−１に書か
れた１次データは、１次データを管理するキャッシュ制
御部１２ｃによりディスク制御部１２ｅを通してディス
ク装置１２ｆに書き出される。ディスク装置１２ｆへの
書き出しが完了すれば、キャッシュメモリ１２ｄ−２に
書かれた上記２次データはキャッシュメモリ１２ｄ−２
から削除される。
へのライト要求であれば、1 次データをキャッシュメモ
リ１２ｄ−１へ、２次データをキャッシュメモリ１２ｄ
−２へライトする。キャッシュメモリ１２ｄ−１に書か
れた１次データは、１次データを管理するキャッシュ制
御部１２ｃによりディスク制御部１２ｅを通してディス
ク装置１２ｆに書き出される。ディスク装置１２ｆへの
書き出しが完了すれば、キャッシュメモリ１２ｄ−２に
書かれた上記２次データはキャッシュメモリ１２ｄ−２
から削除される。
【００１５】（２）キャッシュメモリに障害が発生した
場合 キャッシュメモリｉ（キャッシュメモリが３個の場合、
ｉ＝１〜３）に障害が発生すると、図７に示すように、
構成情報管理部１２ｂは全インタフェース制御部１２ａ
と全キャッシュ制御部１２ｃに通知する。障害の報告を
受けたｉ＋１番目のキャッシュ制御部１２ｃは、ライト
データの永続性保証のため、正常時の構成情報に基づ
き、図７に示すように障害の発生したキャッシュメモリ
ｉが保持していた１次データと同じデータを持つｉ＋１
番目のキャッシュメモリ上にある２次データを、ディス
ク制御部１２ｅを通して、速やかに、ディスク装置１２
ｆに書き出す。一方、各インタフェース制御部１２ｂ
は、障害の発生が通知されると、キャッシュメモリｉ障
害時の構成情報を参照し、１次データと２次データをキ
ャッシュメモリｉ障害時の構成情報により決まるキャッ
シュメモリにライトし、サーバに完了応答を返す。ま
た、各キャッシュ制御部１２ｃ（上記ｉ＋１番目のキャ
ッシュ制御部も含む）は、キャッシュメモリｉの障害時
の構成情報に基づき、１次データを管理するキャッシュ
制御部１２ｃよりキャッシュメモリに書かれた１次デー
タをディスク装置１２ｆに書き出す。
場合 キャッシュメモリｉ（キャッシュメモリが３個の場合、
ｉ＝１〜３）に障害が発生すると、図７に示すように、
構成情報管理部１２ｂは全インタフェース制御部１２ａ
と全キャッシュ制御部１２ｃに通知する。障害の報告を
受けたｉ＋１番目のキャッシュ制御部１２ｃは、ライト
データの永続性保証のため、正常時の構成情報に基づ
き、図７に示すように障害の発生したキャッシュメモリ
ｉが保持していた１次データと同じデータを持つｉ＋１
番目のキャッシュメモリ上にある２次データを、ディス
ク制御部１２ｅを通して、速やかに、ディスク装置１２
ｆに書き出す。一方、各インタフェース制御部１２ｂ
は、障害の発生が通知されると、キャッシュメモリｉ障
害時の構成情報を参照し、１次データと２次データをキ
ャッシュメモリｉ障害時の構成情報により決まるキャッ
シュメモリにライトし、サーバに完了応答を返す。ま
た、各キャッシュ制御部１２ｃ（上記ｉ＋１番目のキャ
ッシュ制御部も含む）は、キャッシュメモリｉの障害時
の構成情報に基づき、１次データを管理するキャッシュ
制御部１２ｃよりキャッシュメモリに書かれた１次デー
タをディスク装置１２ｆに書き出す。
【００１６】例えば、前記図５（ｂ）に示すように、キ
ャッシュメモリ１２ｄ−１に障害が発生した場合、キャ
ッシュメモリ１２ｄ−２上にあるキャッシュメモリ１２
ｄ−１が担当していた論理ボリューム１から１０に対応
する２次データを、ディスク制御部１２ｅを通してすみ
やかにディスク装置１２ｆに書き出す。また、インタフ
ェース制御部１２ｂは、サーバ１１から要求されたライ
ト要求が、例えば、論理ボリューム１〜１０の範囲への
ライト要求であれば、１次データをキャッシュメモリ１
２ｄ−２へ、２次データをキャッシュメモリ１２ｄ−３
にライトし、サーバに完了応答を返す。そして、各キャ
ッシュ制御部１２ｃは障害時の構成情報に基づき、１次
データを管理するキャッシュ制御部１２ｃよりキャッシ
ュメモリに書かれた１次データをディスク装置１２ｆに
書き出す。
ャッシュメモリ１２ｄ−１に障害が発生した場合、キャ
ッシュメモリ１２ｄ−２上にあるキャッシュメモリ１２
ｄ−１が担当していた論理ボリューム１から１０に対応
する２次データを、ディスク制御部１２ｅを通してすみ
やかにディスク装置１２ｆに書き出す。また、インタフ
ェース制御部１２ｂは、サーバ１１から要求されたライ
ト要求が、例えば、論理ボリューム１〜１０の範囲への
ライト要求であれば、１次データをキャッシュメモリ１
２ｄ−２へ、２次データをキャッシュメモリ１２ｄ−３
にライトし、サーバに完了応答を返す。そして、各キャ
ッシュ制御部１２ｃは障害時の構成情報に基づき、１次
データを管理するキャッシュ制御部１２ｃよりキャッシ
ュメモリに書かれた１次データをディスク装置１２ｆに
書き出す。
【００１７】（３）キャッシュメモリ数を増設する場合 構成情報管理部１２ｂにはキャッシュ増設前の構成情報
に加え、キャッシュ創設後の構成情報が設定され、キャ
ッシュメモリが増設されると、図８に示すように構成情
報管理部１２ｂはキャッシュメモリ数の増設を、全イン
タフェース制御部１２ａとキャッシュ制御部１２ｃに通
知する。各キャッシュ制御部１２ｃは、図８に示すよう
にキャッシュメモリ創設後の構成情報に従ったデータ配
置になるように、キャッシュメモリ間でデータを移動さ
せる。そして、キャッシュメモリに書かれたデータは、
キャッシュメモリ創設後の構成情報により決まる１次デ
ータを管理するキャッシュ制御部１２ｃよりディスク制
御部１２ｅを通してディスク装置１２ｆに書き出され
る。一方、各インタフェース制御部１２ａは、図８に示
すように１次データと２次データをキャッシュメモリ創
設後の構成情報より決まるキャッシュメモリにライト
し、サーバ１１に完了応答を返す。
に加え、キャッシュ創設後の構成情報が設定され、キャ
ッシュメモリが増設されると、図８に示すように構成情
報管理部１２ｂはキャッシュメモリ数の増設を、全イン
タフェース制御部１２ａとキャッシュ制御部１２ｃに通
知する。各キャッシュ制御部１２ｃは、図８に示すよう
にキャッシュメモリ創設後の構成情報に従ったデータ配
置になるように、キャッシュメモリ間でデータを移動さ
せる。そして、キャッシュメモリに書かれたデータは、
キャッシュメモリ創設後の構成情報により決まる１次デ
ータを管理するキャッシュ制御部１２ｃよりディスク制
御部１２ｅを通してディスク装置１２ｆに書き出され
る。一方、各インタフェース制御部１２ａは、図８に示
すように１次データと２次データをキャッシュメモリ創
設後の構成情報より決まるキャッシュメモリにライト
し、サーバ１１に完了応答を返す。
【００１８】例えば、図９に示すように、２個のキャッ
シュメモリ１２ｄ−１，１２ｄ−２を３個に増設する場
合、キャッシュメモリ１２ｄ−３の増設が、全インタフ
ェース制御部１２ａと全キャッシュ制御部１２ｃに通知
される。これにより、各キャッシュ制御部１２ｃは、キ
ャッシュメモリ１２ｄ−２の論理ボリューム１６〜２０
に対応する１次データを、図９の点線矢印に示すように
キャッシュメモリ１２ｄ−３の論理ボリューム１６〜２
０に対応する１次データに移動する。同時に、キャッシ
ュメモリ１２ｄ−１の論理ボリューム１１〜１５に対応
する２次データを、図９の点線矢印に示すようにキャッ
シュメモリ１２ｄ−３の論理ボリューム１１〜１５に対
応する２次データに移動する。当該キャッシュメモリ間
のデータ移動中に発生するライトバツクは、前記したよ
うに新しい構成情報で１次データを管理するキャッシュ
制御部により、ディスク制御部１２ｅを通してディスク
装置１２ｆに書き出される。
シュメモリ１２ｄ−１，１２ｄ−２を３個に増設する場
合、キャッシュメモリ１２ｄ−３の増設が、全インタフ
ェース制御部１２ａと全キャッシュ制御部１２ｃに通知
される。これにより、各キャッシュ制御部１２ｃは、キ
ャッシュメモリ１２ｄ−２の論理ボリューム１６〜２０
に対応する１次データを、図９の点線矢印に示すように
キャッシュメモリ１２ｄ−３の論理ボリューム１６〜２
０に対応する１次データに移動する。同時に、キャッシ
ュメモリ１２ｄ−１の論理ボリューム１１〜１５に対応
する２次データを、図９の点線矢印に示すようにキャッ
シュメモリ１２ｄ−３の論理ボリューム１１〜１５に対
応する２次データに移動する。当該キャッシュメモリ間
のデータ移動中に発生するライトバツクは、前記したよ
うに新しい構成情報で１次データを管理するキャッシュ
制御部により、ディスク制御部１２ｅを通してディスク
装置１２ｆに書き出される。
【００１９】即ち、論理ボリューム１〜１０はキャッシ
ュメモリ１２ｄ−１のキャッシュ制御部が、論理ボリュ
ーム１１〜１５はキャッシュメモリ１２ｄ−２のキャッ
シュ制御部が、論理ボリューム１６〜２０はキャッシュ
メモリ１２ｄ−３のキャッシュ制御部がディスク制御部
１２ｅを通してデータをディスク装置１２ｆに書き出
す。ライトバックが完了すると、対応する二次データを
キャッシュメモリより削除する。論理ボリューム１１〜
１５に対応するキャッシュメモリ１２ｄ−２の２次デー
タは、キャッシュメモリ１２ｄ−１かキャッシュメモリ
１２ｄ−３のいずれかにあるので、キャッシュメモリ１
２ｄ−１とキャッシュメモリ１２ｄ−３の両方のキャッ
シュ制御部に、２次データ削除を依頼し、２次データが
あればキャッシュメモリから削除する。また、インタフ
ェース制御部１２ａは、サーバ１１から要求されたライ
トデータを、新構成情報から決まる担当論理ボリューム
のキャッシュメモリ（１次データと２次データの両方）
にライトし、サーバ１１に完了応答を返す。例えば、論
理ボリュームが１１〜１５の範囲へのライト要求であれ
ば、１次データをキャッシュメモリ１２ｄ−２へ、２次
データをキャッシュメモリ１２ｄ−３へライトする。
ュメモリ１２ｄ−１のキャッシュ制御部が、論理ボリュ
ーム１１〜１５はキャッシュメモリ１２ｄ−２のキャッ
シュ制御部が、論理ボリューム１６〜２０はキャッシュ
メモリ１２ｄ−３のキャッシュ制御部がディスク制御部
１２ｅを通してデータをディスク装置１２ｆに書き出
す。ライトバックが完了すると、対応する二次データを
キャッシュメモリより削除する。論理ボリューム１１〜
１５に対応するキャッシュメモリ１２ｄ−２の２次デー
タは、キャッシュメモリ１２ｄ−１かキャッシュメモリ
１２ｄ−３のいずれかにあるので、キャッシュメモリ１
２ｄ−１とキャッシュメモリ１２ｄ−３の両方のキャッ
シュ制御部に、２次データ削除を依頼し、２次データが
あればキャッシュメモリから削除する。また、インタフ
ェース制御部１２ａは、サーバ１１から要求されたライ
トデータを、新構成情報から決まる担当論理ボリューム
のキャッシュメモリ（１次データと２次データの両方）
にライトし、サーバ１１に完了応答を返す。例えば、論
理ボリュームが１１〜１５の範囲へのライト要求であれ
ば、１次データをキャッシュメモリ１２ｄ−２へ、２次
データをキャッシュメモリ１２ｄ−３へライトする。
【００２０】
【発明の効果】以上説明したように、本発明において
は、３つ以上のキャッシュメモリで、ライトデータを循
環しながら２重化して保持し、あるキャッシュメモリに
障害が発生した場合は、障害が発生したキャッシュメモ
リが担当していた領域に書き出すライトデータを、残り
のキャッシュメモリで分担するようにしたので、キャッ
シュメモリの増設単位を１つとすることができ、また、
従来のホットスペア方式に比して全てのキャッシュメモ
リを有効に活用できる。
は、３つ以上のキャッシュメモリで、ライトデータを循
環しながら２重化して保持し、あるキャッシュメモリに
障害が発生した場合は、障害が発生したキャッシュメモ
リが担当していた領域に書き出すライトデータを、残り
のキャッシュメモリで分担するようにしたので、キャッ
シュメモリの増設単位を１つとすることができ、また、
従来のホットスペア方式に比して全てのキャッシュメモ
リを有効に活用できる。
【図１】本発明の概要を説明する図である。
【図２】本発明の実施例のシステムの全体構成を示す図
である。
である。
【図３】本発明の実施例のハードウェア構成例を示す図
である。
である。
【図４】キャッシュメモリが３つの場合の構成情報の一
例を示す図である。
例を示す図である。
【図５】通常時および障害時に各キャッシュメモリが担
当する論理ボリュームの一例を示す図である。
当する論理ボリュームの一例を示す図である。
【図６】キャッシュメモリ正常時の処理フローを示す図
である。
である。
【図７】キャッシュメモリ障害発生時の処理フローを示
す図である。
す図である。
【図８】キャッシュメモリ数増設時の処理フローを示す
図である。
図である。
【図９】キャッシュメモリ増設時の動作を説明する図で
ある。
ある。
【図１０】従来のホットスペア方式を説明する図であ
る。
る。
【図１１】ホットスペア方式の問題点を説明する図であ
る。
る。
１−１〜１−ｎ キャッシュメモリ ２ ディスク装置 １１ サーバ １２ ＲＡＩＤ制御装置 １２ａ インタフェース制御部 １２ｂ 構成情報管理部 １２ｃ キャッシュ制御部 １２ｄ キャッシュメモリ １２ｅ ディスク制御部 １２ｆ ディスク装置
フロントページの続き (51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｇ０６Ｆ 3/06 ３０６ Ｇ０６Ｆ 3/06 ３０６Ｂ ５４０ ５４０ 12/16 ３１０ 12/16 ３１０Ｊ ３１０Ｅ 13/00 ３０１ 13/00 ３０１Ｋ (72)発明者 久保田 裕美 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） 5B005 JJ01 KK15 MM12 PP02 PP03 VV11 WW11 5B018 GA04 HA04 MA03 QA16 5B065 BA01 CA15 CC08 CE12 CE14 CH02 EA18 5B083 AA08 AA09 BB03 CC04 CD11 DD08 DD09 EE06 EF11 GG04
Claims (4)
- 【請求項１】 ｎ（ｎ＞２）個のキャッシュメモリを備
え、処理装置からのライト要求に対してデータをキャッ
シュメモリに書き込んだ後、ライト要求の完了応答を返
し、キャッシュメモリ上のライトデータをライト完了応
答と非同期で１乃至複数のディスク装置に書き出す入出
力制御装置であって、 キャッシュメモリの構成情報として、１乃至複数のディ
スクの領域をキャッシュメモリの個数ｎに分割し、ディ
スクのｋ（ｋ＝１〜ｎ）番目の領域に書き出すライトデ
ータの１次データと２次データを、それぞれｋ番目のキ
ャッシュメモリとｋ番目のキャッシュメモリ以外のキャ
ッシュメモリに順次割り当てた構成情報を設定すること
を特徴とする入出力制御装置。 - 【請求項２】 処理装置からのライト要求があったと
き、ディスクの各領域にライトする１次データおよび２
次データを上記割り当てられたキャッシュメモリに保持
させたのち、処理装置にライト要求の完了応答を返し、 上記キャッシュメモリに保持された一次データをディス
ク装置に書き出した後、その２次データをキャッシュメ
モリから削除することを特徴とする請求項１の入出力制
御装置。 - 【請求項３】 キャッシュメモリの障害発生時の構成情
報として、１乃至複数のディスクの領域を正常なキャッ
シュメモリの個数ｍ（ｍ＜ｎ）に分割し、ディスクのｋ
（ｋ＝１〜ｍ）番目の領域に書き出すライトデータの１
次データと２次データを、それぞれｋ番目のキャッシュ
メモリとｋ番目以外のキャッシュメモリに順次割り当て
た構成情報を設定し、 キャッシュメモリに障害が発生したとき、障害の発生し
たキャッシュメモリに保持されていた一次データに対応
する２次データを直ちにディスク装置に書き出した後、
障害発生時の構成情報により、処理装置からのライト要
求に対してデータをキャッシュメモリに書き込むととも
に、キャッシュメモリからディスク装置にデータを書き
出すことを特徴とする請求項１または請求項２の入出力
制御装置。 - 【請求項４】 キャッシュメモリ増設時の構成情報とし
て、増設後のキャッシュメモリの個数をｐ個としたと
き、１乃至複数のディスクの領域を正常なキャッシュメ
モリの個数ｐに分割し、ディスクのｋ（ｋ＝０〜ｐ）番
目の領域に書き出すライトデータの１次データと２次デ
ータを、ｋ番目のキャッシュメモリとｋ番目以外のキャ
ッシュメモリに順次割り当てた構成情報を設定し、 キャッシュメモリが増設されたとき、上記増設時の構成
情報に基づき、キャッシュメモリに保持されたデータを
移動させた後、増設後の構成情報により処理装置からの
ライト要求に対してデータをキャッシュメモリに書き込
むとともに、キャッシュメモリからディスク装置にデー
タを書き出すことを特徴とする請求項１，２または請求
項３の入出力制御装置。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000167483A JP3705731B2 (ja) | 2000-06-05 | 2000-06-05 | 入出力制御装置 |
| US09/779,845 US6615313B2 (en) | 2000-06-05 | 2001-02-09 | Disk input/output control device maintaining write data in multiple cache memory modules and method and medium thereof |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000167483A JP3705731B2 (ja) | 2000-06-05 | 2000-06-05 | 入出力制御装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2001344154A true JP2001344154A (ja) | 2001-12-14 |
| JP3705731B2 JP3705731B2 (ja) | 2005-10-12 |
Family
ID=18670633
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2000167483A Expired - Lifetime JP3705731B2 (ja) | 2000-06-05 | 2000-06-05 | 入出力制御装置 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6615313B2 (ja) |
| JP (1) | JP3705731B2 (ja) |
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| WO2018011844A1 (ja) * | 2016-07-11 | 2018-01-18 | 株式会社日立製作所 | ストレージ装置、ストレージ装置の制御方法およびストレージ装置用コントローラ |
| JP2020149267A (ja) * | 2019-03-13 | 2020-09-17 | Ｎｅｃプラットフォームズ株式会社 | 制御装置、ディスクアレイ装置、制御方法、及びプログラム |
| JP2021009461A (ja) * | 2019-06-28 | 2021-01-28 | 富士通株式会社 | ストレージ制御装置及びストレージ制御プログラム |
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|---|---|---|---|---|
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| JP4429763B2 (ja) * | 2004-02-26 | 2010-03-10 | 株式会社日立製作所 | 情報処理装置の制御方法、情報処理装置、及びストレージ装置の制御方法 |
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| JP4715286B2 (ja) * | 2004-05-11 | 2011-07-06 | 株式会社日立製作所 | 計算機システムおよび計算機システムの制御方法 |
| JP2006065697A (ja) * | 2004-08-27 | 2006-03-09 | Hitachi Ltd | 記憶デバイス制御装置 |
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