JP2002207572A - ディスク制御システムおよびディスク制御方法 - Google Patents
ディスク制御システムおよびディスク制御方法Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】専用の不揮発性メモリを使用しないで、主メモ
リとディスク装置を用いて、ディスク上のストライプに
連続的にデータを書き込むディスク制御システムを提供
する。 【解決手段】 複数のディスク装置により構成されるデ
ータストライプに対して連続的にデータを書いていくＲ
ＡＩＤコントローラを有するディスク制御システムにお
いて、ライトリクエストに応答して、複数のディスク上
の割り当てられた書き込み対象データストライプの空き
領域に、少なくとも１データブロックずつ逐次書き込
む。また、ライトリクエストに応答して、複数のディス
ク上の論理アドレスログ領域１８ｂ２に、アドレス変換
前のアドレス値である論理アドレスを論理アドレスログ
情報として書き込む。このデータと論理アドレスログ情
報の書き込み完了を持って、上位ファイルシステム５０
に書き込み完了を通知する。
リとディスク装置を用いて、ディスク上のストライプに
連続的にデータを書き込むディスク制御システムを提供
する。 【解決手段】 複数のディスク装置により構成されるデ
ータストライプに対して連続的にデータを書いていくＲ
ＡＩＤコントローラを有するディスク制御システムにお
いて、ライトリクエストに応答して、複数のディスク上
の割り当てられた書き込み対象データストライプの空き
領域に、少なくとも１データブロックずつ逐次書き込
む。また、ライトリクエストに応答して、複数のディス
ク上の論理アドレスログ領域１８ｂ２に、アドレス変換
前のアドレス値である論理アドレスを論理アドレスログ
情報として書き込む。このデータと論理アドレスログ情
報の書き込み完了を持って、上位ファイルシステム５０
に書き込み完了を通知する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、ディスク制御シス
テムおよびディスク制御方法に関し、特に、ＲＡＩＤ制
御装置に用いられていた書き込みバッファやアドレス変
換テーブルなどを構成する専用の不揮発性メモリを使用
しないで、主メモリとディスク装置だけを用いて、ディ
スク上のストライプに連続的にライトリクエストのデー
タを書き込むディスク制御システムおよびディスク制御
方法に関するものである。
テムおよびディスク制御方法に関し、特に、ＲＡＩＤ制
御装置に用いられていた書き込みバッファやアドレス変
換テーブルなどを構成する専用の不揮発性メモリを使用
しないで、主メモリとディスク装置だけを用いて、ディ
スク上のストライプに連続的にライトリクエストのデー
タを書き込むディスク制御システムおよびディスク制御
方法に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】ＲＡＩＤ構成のディスク制御システムの
ライト方式は、例えば特開平６−２１４７２０号公報
や、特開平１１−５３２３５号公報に示すように、ラン
ダムライトを１つの連続した領域としての物理ストライ
プにまとめて書き込む方式が提案されている。しかしな
がら、従来技術では、書き込むデータを一度不揮発性メ
モリ（以下、ＮｖＲＡＭと称する）又は揮発性メモリに
書き込み、１ストライプ分の書込みデータが揃った時点
で、ディスク装置上の物理ストライプに書込みを行って
いた。また、上位ファイルシステムからの論理アドレス
をディスク上の物理アドレスに変換したアドレス変換テ
ーブルを上記ＮｖＲＡＭに記憶させていた。
ライト方式は、例えば特開平６−２１４７２０号公報
や、特開平１１−５３２３５号公報に示すように、ラン
ダムライトを１つの連続した領域としての物理ストライ
プにまとめて書き込む方式が提案されている。しかしな
がら、従来技術では、書き込むデータを一度不揮発性メ
モリ（以下、ＮｖＲＡＭと称する）又は揮発性メモリに
書き込み、１ストライプ分の書込みデータが揃った時点
で、ディスク装置上の物理ストライプに書込みを行って
いた。また、上位ファイルシステムからの論理アドレス
をディスク上の物理アドレスに変換したアドレス変換テ
ーブルを上記ＮｖＲＡＭに記憶させていた。
【０００３】この様に、一度、ＮｖＲＡＭにデータを書
き込むことにより、ディスク装置上に書き込む前にシス
テムが異常停止したとしても、システムリブート後にＮ
ｖＲＡＭを参照し、ＮｖＲＡＭ上の書きかけのデータを
正しくディスク装置に書き込むことにより、書き込みを
完了させることができる（書き込みデータを失わない）
効果が有る。
き込むことにより、ディスク装置上に書き込む前にシス
テムが異常停止したとしても、システムリブート後にＮ
ｖＲＡＭを参照し、ＮｖＲＡＭ上の書きかけのデータを
正しくディスク装置に書き込むことにより、書き込みを
完了させることができる（書き込みデータを失わない）
効果が有る。
【０００４】即ち、ＮｖＲＡＭへのデータ書き込みが終
れば、そのライトデータが失われることはない。このた
め、従来のディスク制御システムでは、書き込みデータ
をＮｖＲＡＭに書き込んだ時点で、そのライトリクエス
トに対して「完了」をホストに通知していた。
れば、そのライトデータが失われることはない。このた
め、従来のディスク制御システムでは、書き込みデータ
をＮｖＲＡＭに書き込んだ時点で、そのライトリクエス
トに対して「完了」をホストに通知していた。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、ＮｖＲ
ＡＭはシステムに装着するＩ／Ｏカード（ハードウェ
ア）で提供する必要が有り、その分コストがかかるとい
う問題があり、また、ホスト計算機との相性の問題、互
換性、保守等の手間もかかる等の問題がある。
ＡＭはシステムに装着するＩ／Ｏカード（ハードウェ
ア）で提供する必要が有り、その分コストがかかるとい
う問題があり、また、ホスト計算機との相性の問題、互
換性、保守等の手間もかかる等の問題がある。
【０００６】本発明では、ＮｖＲＡＭを使わずに、主メ
モリとディスク装置だけを用いて、ディスク上のストラ
イプに連続的にライトリクエストのデータを書き込むデ
ィスク制御システムおよびディスク制御方法を提供する
ことを目的とする。また、ＮｖＲＡＭを使用せずとも異
常停止時にデータを損失することが無く、システムの性
能向上を実現させるものである。
モリとディスク装置だけを用いて、ディスク上のストラ
イプに連続的にライトリクエストのデータを書き込むデ
ィスク制御システムおよびディスク制御方法を提供する
ことを目的とする。また、ＮｖＲＡＭを使用せずとも異
常停止時にデータを損失することが無く、システムの性
能向上を実現させるものである。
【０００７】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、発明のディスク制御システムは、上位ファイルシス
テムからのライトリクエストに応答して、論理アドレス
から物理アドレスへのアドレス変換を行い、複数のディ
スク装置により構成される書き込み領域であるデータス
トライプに対して連続的にライトリクエストのデータを
書いていくディスク制御システムにおいて、前記ライト
リクエストに応答して、前記複数のディスク上に設けら
れたデータ領域の割り当てられた書き込み対象データス
トライプの空き領域に、少なくとも１データブロックず
つ逐次書き込む手段と、前記ライトリクエストに応答し
て、前記複数のディスク上に設けられたデータ管理領域
に、前記上位ファイルシステムからの前記論理アドレス
を論理アドレスログ情報として書き込む手段と、前記上
位ファイルシステムからのライトリクエストに対して、
前記データと前記論理アドレスログ情報の書き込み完了
を持って、上位ファイルシステムに書き込み完了を通知
する手段とを具備することを特徴とする。
に、発明のディスク制御システムは、上位ファイルシス
テムからのライトリクエストに応答して、論理アドレス
から物理アドレスへのアドレス変換を行い、複数のディ
スク装置により構成される書き込み領域であるデータス
トライプに対して連続的にライトリクエストのデータを
書いていくディスク制御システムにおいて、前記ライト
リクエストに応答して、前記複数のディスク上に設けら
れたデータ領域の割り当てられた書き込み対象データス
トライプの空き領域に、少なくとも１データブロックず
つ逐次書き込む手段と、前記ライトリクエストに応答し
て、前記複数のディスク上に設けられたデータ管理領域
に、前記上位ファイルシステムからの前記論理アドレス
を論理アドレスログ情報として書き込む手段と、前記上
位ファイルシステムからのライトリクエストに対して、
前記データと前記論理アドレスログ情報の書き込み完了
を持って、上位ファイルシステムに書き込み完了を通知
する手段とを具備することを特徴とする。
【０００８】本発明によれば、不揮発性メモリに代わり
に、ディスク上に設けられたデータ管理領域１８ｂ、デ
ータ領域１８ｃなどを用いることにより、ランダムライ
トが物理的に連続した領域への書き込みとして実行する
ことが出来る。したがって、シーク／回転待ちが少なく
なり、不揮発性メモリを使用しなくても高速な書き込み
処理が実現される。
に、ディスク上に設けられたデータ管理領域１８ｂ、デ
ータ領域１８ｃなどを用いることにより、ランダムライ
トが物理的に連続した領域への書き込みとして実行する
ことが出来る。したがって、シーク／回転待ちが少なく
なり、不揮発性メモリを使用しなくても高速な書き込み
処理が実現される。
【０００９】また、本発明のディスク制御システムは、
上位ファイルシステムからのライトリクエストに応答し
て、論理アドレスから物理アドレスへのアドレス変換を
行い、複数のディスク装置により構成される書き込み領
域であるストライプに対して連続的にライトリクエスト
のデータを書いていくディスク制御システムにおいて、
主メモリ上に設けられたライトバッファに、複数のライ
トリクエストに対応する複数のブロックデータを書き込
む手段と、前記複数のライトリクエストに応答して、前
記複数のディスク上に設けられたデータ領域の割り当て
られた書き込み対象データストライプの空き領域に、前
記ライトバッファに記憶した複数のブロックデータを一
括ライトするデータ書き込み手段と、前記複数のブロッ
クデータに対応する前記上位ファイルシステムからの前
記論理アドレスを論理アドレスログ情報として、前記複
数のディスク上に設けられたデータ管理領域に一括ライ
トするログ書き込み手段と、前記上位ファイルシステム
からのライトリクエストに対して、前記データと前記論
理アドレスログ情報の書き込み完了を持って、上位ファ
イルシステムに完了を通知する手段とを具備することを
特徴とする。
上位ファイルシステムからのライトリクエストに応答し
て、論理アドレスから物理アドレスへのアドレス変換を
行い、複数のディスク装置により構成される書き込み領
域であるストライプに対して連続的にライトリクエスト
のデータを書いていくディスク制御システムにおいて、
主メモリ上に設けられたライトバッファに、複数のライ
トリクエストに対応する複数のブロックデータを書き込
む手段と、前記複数のライトリクエストに応答して、前
記複数のディスク上に設けられたデータ領域の割り当て
られた書き込み対象データストライプの空き領域に、前
記ライトバッファに記憶した複数のブロックデータを一
括ライトするデータ書き込み手段と、前記複数のブロッ
クデータに対応する前記上位ファイルシステムからの前
記論理アドレスを論理アドレスログ情報として、前記複
数のディスク上に設けられたデータ管理領域に一括ライ
トするログ書き込み手段と、前記上位ファイルシステム
からのライトリクエストに対して、前記データと前記論
理アドレスログ情報の書き込み完了を持って、上位ファ
イルシステムに完了を通知する手段とを具備することを
特徴とする。
【００１０】本発明によれば、不揮発性メモリに代わり
に、ディスク上に設けられたデータ管理領域１８ｂ、デ
ータ領域１８ｃなどを用いることにより、ランダムライ
トが物理的に連続した領域への書き込みとして実行する
ことが出来る。また、複数のライトリクエストが１度の
データライト処理と１度の論理アドレスログ情報の書き
込みとして処理することができるため、書き込み処理回
数が減り、書き込みサイズが大きくなることでディスク
へのトータルとして書き込みオーバヘッドが小さくな
り、結果的に書き込み処理のスループットが向上する。
に、ディスク上に設けられたデータ管理領域１８ｂ、デ
ータ領域１８ｃなどを用いることにより、ランダムライ
トが物理的に連続した領域への書き込みとして実行する
ことが出来る。また、複数のライトリクエストが１度の
データライト処理と１度の論理アドレスログ情報の書き
込みとして処理することができるため、書き込み処理回
数が減り、書き込みサイズが大きくなることでディスク
へのトータルとして書き込みオーバヘッドが小さくな
り、結果的に書き込み処理のスループットが向上する。
【００１１】また、本発明のディスク制御システムは、
上位ファイルシステムからのライトリクエストに応答し
て、論理アドレスから物理アドレスへのアドレス変換を
行い、複数のディスク装置により構成される書き込み領
域であるデータストライプに対して連続的にライトリク
エストのデータを書いていくディスク制御システムにお
いて、前記ライトリクエストに応答して、前記複数のデ
ィスク上に設けられたデータ領域の割り当てられた書き
込み対象データストライプの空き領域に、少なくとも１
データブロックずつ逐次書き込む手段と、前記ライトリ
クエストに応答して、前記複数のディスク上に設けられ
た論理アドレスログ領域に、前記上位ファイルシステム
からの前記論理アドレス、および書き込みデータサイ
ズ、および書き込みデータのチェックサムを論理アドレ
スログ情報として書き込む手段と、前記上位ファイルシ
ステムからのライトリクエストに対して、前記データと
前記論理アドレスログ情報の書き込み完了を持って、上
位ファイルシステムに書き込み完了を通知する手段とを
具備することを特徴とする。
上位ファイルシステムからのライトリクエストに応答し
て、論理アドレスから物理アドレスへのアドレス変換を
行い、複数のディスク装置により構成される書き込み領
域であるデータストライプに対して連続的にライトリク
エストのデータを書いていくディスク制御システムにお
いて、前記ライトリクエストに応答して、前記複数のデ
ィスク上に設けられたデータ領域の割り当てられた書き
込み対象データストライプの空き領域に、少なくとも１
データブロックずつ逐次書き込む手段と、前記ライトリ
クエストに応答して、前記複数のディスク上に設けられ
た論理アドレスログ領域に、前記上位ファイルシステム
からの前記論理アドレス、および書き込みデータサイ
ズ、および書き込みデータのチェックサムを論理アドレ
スログ情報として書き込む手段と、前記上位ファイルシ
ステムからのライトリクエストに対して、前記データと
前記論理アドレスログ情報の書き込み完了を持って、上
位ファイルシステムに書き込み完了を通知する手段とを
具備することを特徴とする。
【００１２】本発明によれば、ディスクのデータ領域へ
のデータ書き込み中にシステムの障害が発生した場合に
は、書き込み処理途中のストライプに関して、その論理
アドレスログ領域に書き込まれているチェックサム値と
データ領域のデータから求めたチェックサム値とが一致
するか否かを確認チェックすることにより、一致してい
る場合には、データ書き込みが完了していたと判断し、
データを有効とみなし残りの処理（アドレス変換テーブ
ルへの登録等）を行ない、効率的な障害回復処理が実行
できる。
のデータ書き込み中にシステムの障害が発生した場合に
は、書き込み処理途中のストライプに関して、その論理
アドレスログ領域に書き込まれているチェックサム値と
データ領域のデータから求めたチェックサム値とが一致
するか否かを確認チェックすることにより、一致してい
る場合には、データ書き込みが完了していたと判断し、
データを有効とみなし残りの処理（アドレス変換テーブ
ルへの登録等）を行ない、効率的な障害回復処理が実行
できる。
【００１３】また、本発明のディスク制御システムは、
上位ファイルシステムからのライトリクエストに応答し
て、論理アドレスから物理アドレスへのアドレス変換を
行い、複数のディスク装置により構成される書き込み領
域であるデータストライプに対して連続的にライトリク
エストのデータを書いていくディスク制御システムにお
いて、前記ライトリクエストに応答して、前記複数のデ
ィスク上に設けられた論理アドレスログ領域に、前記上
位ファイルシステムからの前記論理アドレス、書き込み
データサイズ、書き込みデータのチェックサム、および
少なくとも１データブロックを論理アドレスログ情報と
して書き込む手段と、前記ライトリクエストに応答し
て、前記複数のディスク上に設けられたデータ領域の割
り当てられた書き込み対象データストライプの空き領域
に、少なくとも１データブロックずつ逐次書き込む手段
と、前記上位ファイルシステムからのライトリクエスト
に対して、前記論理アドレスログ領域への前記論理アド
レスログ情報の書き込み完了を持って、上位ファイルシ
ステムに書き込み完了を通知する手段とを具備すること
を特徴とする。
上位ファイルシステムからのライトリクエストに応答し
て、論理アドレスから物理アドレスへのアドレス変換を
行い、複数のディスク装置により構成される書き込み領
域であるデータストライプに対して連続的にライトリク
エストのデータを書いていくディスク制御システムにお
いて、前記ライトリクエストに応答して、前記複数のデ
ィスク上に設けられた論理アドレスログ領域に、前記上
位ファイルシステムからの前記論理アドレス、書き込み
データサイズ、書き込みデータのチェックサム、および
少なくとも１データブロックを論理アドレスログ情報と
して書き込む手段と、前記ライトリクエストに応答し
て、前記複数のディスク上に設けられたデータ領域の割
り当てられた書き込み対象データストライプの空き領域
に、少なくとも１データブロックずつ逐次書き込む手段
と、前記上位ファイルシステムからのライトリクエスト
に対して、前記論理アドレスログ領域への前記論理アド
レスログ情報の書き込み完了を持って、上位ファイルシ
ステムに書き込み完了を通知する手段とを具備すること
を特徴とする。
【００１４】本発明によれば、個々のライトリクエスト
に対して、論理アドレスログ領域に論理アドレスログ情
報とライトデータａの書き込みが完了すれば、その時点
でＯＳファイルシステムに対して完了通知することがで
きる。つまり、ＯＳファイルシステムに対するレスポン
スが早くなる。
に対して、論理アドレスログ領域に論理アドレスログ情
報とライトデータａの書き込みが完了すれば、その時点
でＯＳファイルシステムに対して完了通知することがで
きる。つまり、ＯＳファイルシステムに対するレスポン
スが早くなる。
【００１５】また、本発明のディスク制御システムは、
上位ファイルシステムからのライトリクエストに応答し
て、論理アドレスから物理アドレスへのアドレス変換を
行い、複数のディスク装置により構成される書き込み領
域であるデータストライプに対して連続的にライトリク
エストのデータを書いていくディスク制御システムにお
いて、前記ライトリクエストに応答して、前記複数のデ
ィスク上に設けられた論理アドレスログ領域のヘッダ部
に有効／無効を示すフラグ、ストライプＩＤ番号、およ
び最終データの書き込みタイムスタンプを記録し、前記
論理アドレスログ領域のエントリ部に書き込みリクエス
トによって処理される１つ又は複数のブロックデータの
タイムスタンプ、１つ又は複数の論理アドレス、および
１つ又は複数のチェックサムを論理アドレスログ情報と
して書き込む手段と、前記ライトリクエストに応答し
て、前記複数のディスク上に設けられたデータ領域の割
り当てられた書き込み対象データストライプの空き領域
に、少なくとも１データブロックずつ逐次書き込む手段
と、書き込み中にシステムの障害が発生した場合には、
書き込み処理途中の有効なフラグがセットされているス
トライプに関して、その前記論理アドレスログ領域に書
き込まれているチェックサム値が前記データ領域の書き
込みデータから求めたチェックサム値との一致を確認
し、一致した時には、そのデータは有効なデータとして
取り扱い、一致しなかった時には書き込みが完了しなか
ったとみなし、そのデータを捨てることを特徴とする。
上位ファイルシステムからのライトリクエストに応答し
て、論理アドレスから物理アドレスへのアドレス変換を
行い、複数のディスク装置により構成される書き込み領
域であるデータストライプに対して連続的にライトリク
エストのデータを書いていくディスク制御システムにお
いて、前記ライトリクエストに応答して、前記複数のデ
ィスク上に設けられた論理アドレスログ領域のヘッダ部
に有効／無効を示すフラグ、ストライプＩＤ番号、およ
び最終データの書き込みタイムスタンプを記録し、前記
論理アドレスログ領域のエントリ部に書き込みリクエス
トによって処理される１つ又は複数のブロックデータの
タイムスタンプ、１つ又は複数の論理アドレス、および
１つ又は複数のチェックサムを論理アドレスログ情報と
して書き込む手段と、前記ライトリクエストに応答し
て、前記複数のディスク上に設けられたデータ領域の割
り当てられた書き込み対象データストライプの空き領域
に、少なくとも１データブロックずつ逐次書き込む手段
と、書き込み中にシステムの障害が発生した場合には、
書き込み処理途中の有効なフラグがセットされているス
トライプに関して、その前記論理アドレスログ領域に書
き込まれているチェックサム値が前記データ領域の書き
込みデータから求めたチェックサム値との一致を確認
し、一致した時には、そのデータは有効なデータとして
取り扱い、一致しなかった時には書き込みが完了しなか
ったとみなし、そのデータを捨てることを特徴とする。
【００１６】本発明によれば、書き込み中にシステムの
障害が発生した場合には、書込み処理途中の有効なフラ
グがセットされているストライプに関して、その論理ア
ドレスログ領域に書き込まれているチェックサム値がデ
ータ領域の書き込みデータから求めたチェックサム値と
の一致を確認し、一致した時には、そのデータは有効な
データとして取り扱い、一致しなかった時には書き込み
が完了しなかったとみなし捨てることにより、障害回復
処理を効率よく実行することが出来る。
障害が発生した場合には、書込み処理途中の有効なフラ
グがセットされているストライプに関して、その論理ア
ドレスログ領域に書き込まれているチェックサム値がデ
ータ領域の書き込みデータから求めたチェックサム値と
の一致を確認し、一致した時には、そのデータは有効な
データとして取り扱い、一致しなかった時には書き込み
が完了しなかったとみなし捨てることにより、障害回復
処理を効率よく実行することが出来る。
【００１７】
【発明の実施の形態】先ず、本発明で用いられる各種の
用語について説明する。 （データストライプ）ディスク制御システムが「まとめ
書き」（又は「一括書き」とも言われる）するデータの
単位を意味する。ディスクのパーティション上で、一続
きの領域となっており、ＲＡＩＤコントローラが管理す
るストライプサイズの整数倍のサイズである。ＲＡＩＤ
５に対しては、このサイズをパリティグループにする事
により、いわゆる「ＲＡＩＤ５のライトペナルティ」を
改善する事ができ、大幅な性能向上を実現できる。スト
ライプは複数のデータブロックから構成される。
用語について説明する。 （データストライプ）ディスク制御システムが「まとめ
書き」（又は「一括書き」とも言われる）するデータの
単位を意味する。ディスクのパーティション上で、一続
きの領域となっており、ＲＡＩＤコントローラが管理す
るストライプサイズの整数倍のサイズである。ＲＡＩＤ
５に対しては、このサイズをパリティグループにする事
により、いわゆる「ＲＡＩＤ５のライトペナルティ」を
改善する事ができ、大幅な性能向上を実現できる。スト
ライプは複数のデータブロックから構成される。
【００１８】（ストライプ番号）パーティション上に並
んでいる物理ストライプの通し番号を意味する。
んでいる物理ストライプの通し番号を意味する。
【００１９】（論理ブロック番号＝論理アドレス番号）
「論理ブロック番号」とは、上位ファイルシステムから
見た時のディスクパーティション上のデータブロック番
号である。ディスク制御システム方式では、上位ファイ
ルシステムがアクセスを要求する時のブロック番号は、
論理ブロック番号であり、仮想的なブロック番号であ
る。この論理ブロック番号は、ディスク制御システムが
管理する「アドレス変換テーブル」によって物理ブロッ
ク番号（物理パーティション上の物理的なブロック番
号）と対応づけられる。（物理ブロック番号）×（ブロ
ックサイズ［バイト］）よりパーティション上でのバイ
トオフセット値（アドレス）が求まる。
「論理ブロック番号」とは、上位ファイルシステムから
見た時のディスクパーティション上のデータブロック番
号である。ディスク制御システム方式では、上位ファイ
ルシステムがアクセスを要求する時のブロック番号は、
論理ブロック番号であり、仮想的なブロック番号であ
る。この論理ブロック番号は、ディスク制御システムが
管理する「アドレス変換テーブル」によって物理ブロッ
ク番号（物理パーティション上の物理的なブロック番
号）と対応づけられる。（物理ブロック番号）×（ブロ
ックサイズ［バイト］）よりパーティション上でのバイ
トオフセット値（アドレス）が求まる。
【００２０】（アドレス変換テーブル：ＡＭＴ（Addres
s Mapping Table））ディスク制御システム方式では、
上位ファイルシステムがアクセスを要求する時のブロッ
ク番号は、論理ブロック番号であり、仮想的なブロック
番号である。この論理ブロック番号はディスク制御シス
テムが管理する「アドレス変換テーブル」によって物理
ブロック番号（物理パーティション上の物理的なブロッ
ク番号）と対応づけられる。本発明の実施形態では、ア
ドレス変換テーブルは、対象パーティション上に有り、
データ部と別の領域が割り当てられる。アドレス変換テ
ーブルは、論理ブロック番号に対する物理ブロック番号
が登録されたれたテーブルである。新たにデータブロッ
クを書き込む時には、相当する論理ブロック番号のエン
トリに、そのブロックを書き込む物理ブロック番号（＝
ディスク上のアドレス）を登録する。また、データブロ
ックを参照する際には、その論理アドレスをインデック
スとするエントリの値を求め、その値をディスク上の物
理ブロック番号として実際のアドレスを求め参照する。
s Mapping Table））ディスク制御システム方式では、
上位ファイルシステムがアクセスを要求する時のブロッ
ク番号は、論理ブロック番号であり、仮想的なブロック
番号である。この論理ブロック番号はディスク制御シス
テムが管理する「アドレス変換テーブル」によって物理
ブロック番号（物理パーティション上の物理的なブロッ
ク番号）と対応づけられる。本発明の実施形態では、ア
ドレス変換テーブルは、対象パーティション上に有り、
データ部と別の領域が割り当てられる。アドレス変換テ
ーブルは、論理ブロック番号に対する物理ブロック番号
が登録されたれたテーブルである。新たにデータブロッ
クを書き込む時には、相当する論理ブロック番号のエン
トリに、そのブロックを書き込む物理ブロック番号（＝
ディスク上のアドレス）を登録する。また、データブロ
ックを参照する際には、その論理アドレスをインデック
スとするエントリの値を求め、その値をディスク上の物
理ブロック番号として実際のアドレスを求め参照する。
【００２１】以下、図面を参照して本発明の実施形態に
ついて説明する。図１には、本発明の一実施形態に係る
ディスク制御システムを適用した計算機システムの構成
が示されている。この計算機システムは、例えばサーバ
（ＰＣサーバ）として利用されるものであり、複数のＣ
ＰＵ（＃１、＃２、＃Ｎ）１１を搭載することが出来
る。これら各ＣＰＵ１１は図示のようにプロセッサバス
１を介してブリッジ１２に接続されている。ブリッジ１
２はプロセッサバス１とＰＣＩバス２を双方向で接続す
るためのブリッジＬＳＩであり、ここには主メモリ１３
を制御するためのメモリコントローラも内蔵されてい
る。主メモリ１３には、オペレーティングシステム（Ｏ
Ｓ）、実行対象のアプリケーションプログラム、および
ドライバなどがロードされている。また、本発明では、
主メモリ１３のドライバ作業領域１７に、ライトバッフ
ァ（まとめ書きバッファ）１７１、アドレス変換テーブ
ル（以下、ＡＭＴキャッシュと称する）１７２、ストラ
イプ管理テーブル１７３が設けられている。
ついて説明する。図１には、本発明の一実施形態に係る
ディスク制御システムを適用した計算機システムの構成
が示されている。この計算機システムは、例えばサーバ
（ＰＣサーバ）として利用されるものであり、複数のＣ
ＰＵ（＃１、＃２、＃Ｎ）１１を搭載することが出来
る。これら各ＣＰＵ１１は図示のようにプロセッサバス
１を介してブリッジ１２に接続されている。ブリッジ１
２はプロセッサバス１とＰＣＩバス２を双方向で接続す
るためのブリッジＬＳＩであり、ここには主メモリ１３
を制御するためのメモリコントローラも内蔵されてい
る。主メモリ１３には、オペレーティングシステム（Ｏ
Ｓ）、実行対象のアプリケーションプログラム、および
ドライバなどがロードされている。また、本発明では、
主メモリ１３のドライバ作業領域１７に、ライトバッフ
ァ（まとめ書きバッファ）１７１、アドレス変換テーブ
ル（以下、ＡＭＴキャッシュと称する）１７２、ストラ
イプ管理テーブル１７３が設けられている。
【００２２】ライトバッファ１７１は、書き込みデータ
ブロックを蓄積するためのデータバッファであり、この
ライトバッファ１７１に例えば１物理ストライプ分の書
き込みデータブロックが蓄積された時点でディスクアレ
イ１８への一括書き込みが開始されるが、本発明におい
てはそれに限定されるものではない。まとめ書きを行な
う場合、物理ストライプは「まとめ書き」の単位であ
り、ディスクアレイ１８の全記憶領域に形成されたパー
ティション上で一続きの連続した領域から構成される。
各物理ストライプは、ＲＡＩＤコントローラ１６が管理
するストライプユニットの整数倍のサイズである。
ブロックを蓄積するためのデータバッファであり、この
ライトバッファ１７１に例えば１物理ストライプ分の書
き込みデータブロックが蓄積された時点でディスクアレ
イ１８への一括書き込みが開始されるが、本発明におい
てはそれに限定されるものではない。まとめ書きを行な
う場合、物理ストライプは「まとめ書き」の単位であ
り、ディスクアレイ１８の全記憶領域に形成されたパー
ティション上で一続きの連続した領域から構成される。
各物理ストライプは、ＲＡＩＤコントローラ１６が管理
するストライプユニットの整数倍のサイズである。
【００２３】ＡＭＴキャッシュ１７２は、論理アドレス
空間を構成する複数の論理ブロック番号それぞれと、そ
れら論理ブロック番号で指定されるデータブロックが存
在するディスクアレイ１８上の物理位置を示す物理ブロ
ック番号との対応関係を示すアドレス変換情報を記憶す
る。ＯＳファイルシステムがアクセスを要求するときの
ブロック番号は論理ブロック番号であり、これは仮想的
な論理アドレスである。この論理ブロック番号はＡＭＴ
キャッシュ１７２によって物理ブロック番号（ディスク
パーティション上の物理的なブロック番号）と対応づけ
られる。また、物理ブロック番号×ブロックサイズ（バ
イト）によって、ディスクパーティションの先頭位置か
らのバイトオフセット値が求められる。
空間を構成する複数の論理ブロック番号それぞれと、そ
れら論理ブロック番号で指定されるデータブロックが存
在するディスクアレイ１８上の物理位置を示す物理ブロ
ック番号との対応関係を示すアドレス変換情報を記憶す
る。ＯＳファイルシステムがアクセスを要求するときの
ブロック番号は論理ブロック番号であり、これは仮想的
な論理アドレスである。この論理ブロック番号はＡＭＴ
キャッシュ１７２によって物理ブロック番号（ディスク
パーティション上の物理的なブロック番号）と対応づけ
られる。また、物理ブロック番号×ブロックサイズ（バ
イト）によって、ディスクパーティションの先頭位置か
らのバイトオフセット値が求められる。
【００２４】また、ＡＭＴキャッシュ１７２は、論理ブ
ロック番号それぞれに対応する複数のエントリを有して
いる。新たにデータブロックを書き込むときには、書き
込み要求された論理ブロック番号に対応するエントリに
は、そのデータブロックの実際に書き込まれる物理ブロ
ック番号（物理アドレス）が登録される。データブロッ
クの読み出し時には、読み出し要求された論理ブロック
番号に対応するエントリから物理ブロック番号が調べら
れ、その物理ブロック番号（物理ブロック番号×ブロッ
クサイズ）で指定されるディスクパーティション上の物
理位置からデータブロックが読み出される。
ロック番号それぞれに対応する複数のエントリを有して
いる。新たにデータブロックを書き込むときには、書き
込み要求された論理ブロック番号に対応するエントリに
は、そのデータブロックの実際に書き込まれる物理ブロ
ック番号（物理アドレス）が登録される。データブロッ
クの読み出し時には、読み出し要求された論理ブロック
番号に対応するエントリから物理ブロック番号が調べら
れ、その物理ブロック番号（物理ブロック番号×ブロッ
クサイズ）で指定されるディスクパーティション上の物
理位置からデータブロックが読み出される。
【００２５】ストライプ管理テーブル１７３は、各論理
ストライプに関する情報を管理するためのものであり、
それら各論理ストライプの情報はデータ再配置のための
処理などに利用される。
ストライプに関する情報を管理するためのものであり、
それら各論理ストライプの情報はデータ再配置のための
処理などに利用される。
【００２６】ＰＣＩバス２には、ＲＡＩＤコントローラ
１６が接続されている。ＲＡＩＤコントローラ１６によ
って制御される複数のディスク装置で構成されるディス
クアレイ１８は、各種ユーザデータの記録等に用いられ
る。
１６が接続されている。ＲＡＩＤコントローラ１６によ
って制御される複数のディスク装置で構成されるディス
クアレイ１８は、各種ユーザデータの記録等に用いられ
る。
【００２７】ディスクアレイ１８は、ＲＡＩＤコントロ
ーラ１６の制御により、例えばＲＡＩＤ５構成のディス
クアレイとして機能する。この場合、ディスクアレイ１
８は、データ記憶用のＮ台のディスク装置にパリティ記
憶用のディスク装置を１台付加したＮ＋１台（ここで
は、ＤＩＳＫ０〜ＤＩＳＫ４の５台）のディスク装置か
ら構成される。これらＮ＋１台のディスク装置はグルー
プ化され、単一の論理ディスクドライブとして使用され
る。
ーラ１６の制御により、例えばＲＡＩＤ５構成のディス
クアレイとして機能する。この場合、ディスクアレイ１
８は、データ記憶用のＮ台のディスク装置にパリティ記
憶用のディスク装置を１台付加したＮ＋１台（ここで
は、ＤＩＳＫ０〜ＤＩＳＫ４の５台）のディスク装置か
ら構成される。これらＮ＋１台のディスク装置はグルー
プ化され、単一の論理ディスクドライブとして使用され
る。
【００２８】グループ化されたディスク装置には、図示
のように、データ（ＤＡＴＡ）とそのパリティ（ＰＡＲ
ＩＴＹ）とから構成される物理ストライプ（パリティグ
ループ）が割り当てられ、かつ、パリティ位置は物理ス
トライプ毎にＮ＋１台のディスク装置間で順に移動され
る。例えば、物理ストライプＳ０では、ＤＩＳＫ０〜Ｄ
ＩＳＫ３それぞれの同一位置に割り当てられたストライ
プ上のデータ（ＤＡＴＡ）群のパリティ（ＰＡＲＩＴ
Ｙ）は、ＤＩＳＫ４の対応するストライプ上に記録され
る。また、物理ストライプＳ１においては、そのストラ
イプＳ１のデータに対応するパリティ（ＰＡＲＩＴＹ）
は、ＤＩＳＫ３の対応するストライプ上に記録される。
このようにパリティを物理ストライプ単位でＮ＋１台の
ディスク装置に分散させることによって、パリティディ
スクへのアクセス集中を防止するように構成されてい
る。
のように、データ（ＤＡＴＡ）とそのパリティ（ＰＡＲ
ＩＴＹ）とから構成される物理ストライプ（パリティグ
ループ）が割り当てられ、かつ、パリティ位置は物理ス
トライプ毎にＮ＋１台のディスク装置間で順に移動され
る。例えば、物理ストライプＳ０では、ＤＩＳＫ０〜Ｄ
ＩＳＫ３それぞれの同一位置に割り当てられたストライ
プ上のデータ（ＤＡＴＡ）群のパリティ（ＰＡＲＩＴ
Ｙ）は、ＤＩＳＫ４の対応するストライプ上に記録され
る。また、物理ストライプＳ１においては、そのストラ
イプＳ１のデータに対応するパリティ（ＰＡＲＩＴＹ）
は、ＤＩＳＫ３の対応するストライプ上に記録される。
このようにパリティを物理ストライプ単位でＮ＋１台の
ディスク装置に分散させることによって、パリティディ
スクへのアクセス集中を防止するように構成されてい
る。
【００２９】主メモリ１３のドライバ作業領域１７は、
ＲＡＩＤ高速化ドライバの実現のために使用される作業
領域である。ＲＡＩＤ高速化ドライバは、ディスクアレ
イ１８に対する書き込み性能を向上させるために用いら
れる。本実施形態においては、ＯＳファイルシステム５
０には改良を加えず、ＯＳに組み込んで用いられるドラ
イバプログラムとドライバ作業領域１７とによってＲＡ
ＩＤ高速化ドライバが実現されている。ここで、図２を
参照して、ＲＡＩＤ高速化ドライバによるディスクアレ
イ１８の書き込み制御の原理について説明する。
ＲＡＩＤ高速化ドライバの実現のために使用される作業
領域である。ＲＡＩＤ高速化ドライバは、ディスクアレ
イ１８に対する書き込み性能を向上させるために用いら
れる。本実施形態においては、ＯＳファイルシステム５
０には改良を加えず、ＯＳに組み込んで用いられるドラ
イバプログラムとドライバ作業領域１７とによってＲＡ
ＩＤ高速化ドライバが実現されている。ここで、図２を
参照して、ＲＡＩＤ高速化ドライバによるディスクアレ
イ１８の書き込み制御の原理について説明する。
【００３０】ＯＳファイルシステム５０と物理ディスク
（ディスクアレイ１８）の間に位置するフィルタドライ
バとしてＲＡＩＤ高速化ドライバ１００が設けられる。
ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は、ファイルシステム５
０からのライトリクエストに対して、アドレス変換を
行い、書き込み先物理アドレス（ＲＡＩＤ上の論理パー
ティション内アドレス）を書き込み対象データストライ
プの次の空き領域とし、実際に書き込む機能、ライト
リクエストの書き込み先アドレスをＡＭＴキャッシュ１
７２に登録する機能を有する。
（ディスクアレイ１８）の間に位置するフィルタドライ
バとしてＲＡＩＤ高速化ドライバ１００が設けられる。
ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は、ファイルシステム５
０からのライトリクエストに対して、アドレス変換を
行い、書き込み先物理アドレス（ＲＡＩＤ上の論理パー
ティション内アドレス）を書き込み対象データストライ
プの次の空き領域とし、実際に書き込む機能、ライト
リクエストの書き込み先アドレスをＡＭＴキャッシュ１
７２に登録する機能を有する。
【００３１】このＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は、Ｏ
Ｓファイルシステム５０からのライトリクエストに対し
て、そのリクエストされた論理アドレスを物理アドレス
にＡＭＴキャッシュ１７２を用いて変換し、（例え、タ
ーゲットアドレスが連続していない一連のライトリクエ
ストに対しても）ディスクアレイ１８に形成されるデー
タストライプに転送された書き込みデータを書き込む。
このデータストライプを構成するディスク上の連続した
アドレスである連続領域は、ディスクに効率良く書き込
めるアライン、及びサイズである。このアライン、サイ
ズはディスクを直接操作するドライバやＲＡＩＤコント
ローラ１６に依存して決まる。特に、書き込み対象のデ
ィスクアレイ１８がＲＡＩＤ５で構成されている場合に
は、上記連続領域が「パリティグループ」、あるいはそ
の整数倍である。
Ｓファイルシステム５０からのライトリクエストに対し
て、そのリクエストされた論理アドレスを物理アドレス
にＡＭＴキャッシュ１７２を用いて変換し、（例え、タ
ーゲットアドレスが連続していない一連のライトリクエ
ストに対しても）ディスクアレイ１８に形成されるデー
タストライプに転送された書き込みデータを書き込む。
このデータストライプを構成するディスク上の連続した
アドレスである連続領域は、ディスクに効率良く書き込
めるアライン、及びサイズである。このアライン、サイ
ズはディスクを直接操作するドライバやＲＡＩＤコント
ローラ１６に依存して決まる。特に、書き込み対象のデ
ィスクアレイ１８がＲＡＩＤ５で構成されている場合に
は、上記連続領域が「パリティグループ」、あるいはそ
の整数倍である。
【００３２】ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００を使用した
書き込み方式では、ホスト計算機（本実施形態ではＯＳ
ファイルシステム５０）から書き込み要求された論理ア
ドレスに従ってデータ書き込み位置を決定するのではな
く、ホスト計算機から書き込み要求された順番で書き込
みデータを順次蓄積することによって複数の書き込みデ
ータブロックから構成される大きなデータブロックを構
成し、その大きなデータブロックを一括してディスクア
レイ１８の空き領域に上から順番に「まとめ書き」す
る。「まとめ書き」の単位は物理ストライプである。つ
まり、「まとめ書き」の度に１つの空き物理ストライプ
を生成し、そこに１物理ストライプ分のデータブロック
がシーケンシャルに書き込まれる。これにより、ランダ
ムなアクセスをシーケンシャルなアクセスに変換するこ
とが出来、書き込み性能を大幅に向上させることができ
る。しかしながら、本発明では、上記の「まとめ書き」
による一括書き込みに限定されず、ＯＳファイルシステ
ム５０からのライトリクエスト単位、又は複数のライト
リクエスト単位に応じて書き込み処理を実行しても良
い。
書き込み方式では、ホスト計算機（本実施形態ではＯＳ
ファイルシステム５０）から書き込み要求された論理ア
ドレスに従ってデータ書き込み位置を決定するのではな
く、ホスト計算機から書き込み要求された順番で書き込
みデータを順次蓄積することによって複数の書き込みデ
ータブロックから構成される大きなデータブロックを構
成し、その大きなデータブロックを一括してディスクア
レイ１８の空き領域に上から順番に「まとめ書き」す
る。「まとめ書き」の単位は物理ストライプである。つ
まり、「まとめ書き」の度に１つの空き物理ストライプ
を生成し、そこに１物理ストライプ分のデータブロック
がシーケンシャルに書き込まれる。これにより、ランダ
ムなアクセスをシーケンシャルなアクセスに変換するこ
とが出来、書き込み性能を大幅に向上させることができ
る。しかしながら、本発明では、上記の「まとめ書き」
による一括書き込みに限定されず、ＯＳファイルシステ
ム５０からのライトリクエスト単位、又は複数のライト
リクエスト単位に応じて書き込み処理を実行しても良
い。
【００３３】図２では、上記した「まとめ書き」による
書き込み動作が示されている。ＯＳファイルシステム５
０から送られてくる書き込みデータのブロックデータサ
イズが２ＫＢ、１ストライプユニットのデータサイズが
６４ＫＢ、１物理ストライプ（パリティグループ）分の
データサイズが２５６ＫＢ（＝６４ＫＢ×４）の場合の
例である。２ＫＢの書き込みデータブロックは、ＯＳに
組み込んで用いられるＲＡＩＤ高速化ドライバ１００に
よって取得され、主メモリ１３のドライバ作業領域１７
のライトバッファ１７１に蓄積される。
書き込み動作が示されている。ＯＳファイルシステム５
０から送られてくる書き込みデータのブロックデータサ
イズが２ＫＢ、１ストライプユニットのデータサイズが
６４ＫＢ、１物理ストライプ（パリティグループ）分の
データサイズが２５６ＫＢ（＝６４ＫＢ×４）の場合の
例である。２ＫＢの書き込みデータブロックは、ＯＳに
組み込んで用いられるＲＡＩＤ高速化ドライバ１００に
よって取得され、主メモリ１３のドライバ作業領域１７
のライトバッファ１７１に蓄積される。
【００３４】基本的には、２５６ＫＢ分のデータブロッ
ク（２ＫＢ×１２８個のデータブロック）がドライバ作
業領域１７のライトバッファ１７１に蓄積された時点
で、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００の制御の下、ディス
クアレイ１８の１物理ストライプに対する書き込みが１
度にまとめて行われる。この場合、ＲＡＩＤコントロー
ラ１６は、２５６ＫＢ分の書き込みデータブロックのみ
からパリティを生成できるので、パリティ計算のために
旧データを読み出す等の処理が不要となり、良く知られ
たＲＡＩＤ５の書き込みペナルティーを減らすことがで
きる。
ク（２ＫＢ×１２８個のデータブロック）がドライバ作
業領域１７のライトバッファ１７１に蓄積された時点
で、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００の制御の下、ディス
クアレイ１８の１物理ストライプに対する書き込みが１
度にまとめて行われる。この場合、ＲＡＩＤコントロー
ラ１６は、２５６ＫＢ分の書き込みデータブロックのみ
からパリティを生成できるので、パリティ計算のために
旧データを読み出す等の処理が不要となり、良く知られ
たＲＡＩＤ５の書き込みペナルティーを減らすことがで
きる。
【００３５】（第１の実施形態）次に、図３を使ってＲ
ＡＩＤ高速化ドライバ１００によるディスクアレイ１８
への書き込み動作について説明する。この図３は、上位
のファイルシステム５０から送られてきたライトリクエ
ストReq1,Req2,Req3,Req4,‥‥をＲＡＩＤ高速化ドライ
バ１００が処理する様子を示している。
ＡＩＤ高速化ドライバ１００によるディスクアレイ１８
への書き込み動作について説明する。この図３は、上位
のファイルシステム５０から送られてきたライトリクエ
ストReq1,Req2,Req3,Req4,‥‥をＲＡＩＤ高速化ドライ
バ１００が処理する様子を示している。
【００３６】なお、図３では、１つのディスクに対して
書き込み／参照処理をしているように示されているが、
図３のディスク１８０は論理的なものであり、実際には
図１又は図２に示すように複数の物理ディスク（ＤＩＳ
Ｋ０〜ＤＩＳＫ４）から構成されるＲＡＩＤ構成をとっ
ているものとする。そして、ディスク１８０全体が１つ
のパーティションを構成している様子を示している。
書き込み／参照処理をしているように示されているが、
図３のディスク１８０は論理的なものであり、実際には
図１又は図２に示すように複数の物理ディスク（ＤＩＳ
Ｋ０〜ＤＩＳＫ４）から構成されるＲＡＩＤ構成をとっ
ているものとする。そして、ディスク１８０全体が１つ
のパーティションを構成している様子を示している。
【００３７】図３において、ディスク１８０のパーティ
ション内は、アドレス変換テーブル領域（以下、ＡＭＴ
領域と称する）１８ａと、ストライプＩＤログ領域18b
1、論理アドレスログ領域18b2から成る管理データ領域
１８ｂと、データ領域１８ｃに分けて管理されている。
ション内は、アドレス変換テーブル領域（以下、ＡＭＴ
領域と称する）１８ａと、ストライプＩＤログ領域18b
1、論理アドレスログ領域18b2から成る管理データ領域
１８ｂと、データ領域１８ｃに分けて管理されている。
【００３８】例えば、現在の書き込み対象の物理データ
ストライプがデータ領域１８ｃの「ストライプ３４」で
あると想定する。ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は、書
き込み対象データストライプ３４に対して全ての領域に
書き込みデータが割り当てられた時点で、新しい空スト
ライプが次の書込み対象ストライプとして割り当てる。
以降、ライトリクエストデータのライト処理は、新たに
割り当てたストライプの領域に対して行うようになる。
ストライプがデータ領域１８ｃの「ストライプ３４」で
あると想定する。ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は、書
き込み対象データストライプ３４に対して全ての領域に
書き込みデータが割り当てられた時点で、新しい空スト
ライプが次の書込み対象ストライプとして割り当てる。
以降、ライトリクエストデータのライト処理は、新たに
割り当てたストライプの領域に対して行うようになる。
【００３９】ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は、ＯＳフ
ァイルシステム５０からのライトリクエストReq1,Req2,
Req3,Req4,‥に対して、ライトバッファ１７１に記憶し
たデータをディスク１８０のデータ領域１８ｃのストラ
イプ３４に書き込むと共に、ＡＴＭキャッシュ１７２に
ライトした実際の物理アドレスを登録する。また、ＯＳ
ファイルシステム５０からのリード要求に対しては、Ａ
ＭＴキャッシュ１７２を参照して、指定された論理アド
レスに対する物理アドレスを求め、ディスク１８０から
その物理アドレスをリードした結果のデータをＯＳファ
イルシステム５０に返す。
ァイルシステム５０からのライトリクエストReq1,Req2,
Req3,Req4,‥に対して、ライトバッファ１７１に記憶し
たデータをディスク１８０のデータ領域１８ｃのストラ
イプ３４に書き込むと共に、ＡＴＭキャッシュ１７２に
ライトした実際の物理アドレスを登録する。また、ＯＳ
ファイルシステム５０からのリード要求に対しては、Ａ
ＭＴキャッシュ１７２を参照して、指定された論理アド
レスに対する物理アドレスを求め、ディスク１８０から
その物理アドレスをリードした結果のデータをＯＳファ
イルシステム５０に返す。
【００４０】データ領域１８ｃの各データストライプの
最後の１ブロックには「ＴＡＧ領域」ＴＡＧが設けられ
る。各ストライプへの書き込みに際して、このＴＡＧ領
域に、そのデータストライプに関して、そのデータス
トライプを書き込んだ時刻（あるいは書込みに関するシ
ーケンス番号としてのタイムスタンプＴＳ）、有効デ
ータブロックに関してデータストライプの各ブロックの
論理アドレスが記録保存されている。
最後の１ブロックには「ＴＡＧ領域」ＴＡＧが設けられ
る。各ストライプへの書き込みに際して、このＴＡＧ領
域に、そのデータストライプに関して、そのデータス
トライプを書き込んだ時刻（あるいは書込みに関するシ
ーケンス番号としてのタイムスタンプＴＳ）、有効デ
ータブロックに関してデータストライプの各ブロックの
論理アドレスが記録保存されている。
【００４１】また、データストライプへの書き込みに際
し、管理データ領域１８ｂの論理アドレスログ領域18b2
には、現在書き込み中のデータストライプに書き込んだ
データブロックの「論理アドレス」がデータブロック毎
に記録される。
し、管理データ領域１８ｂの論理アドレスログ領域18b2
には、現在書き込み中のデータストライプに書き込んだ
データブロックの「論理アドレス」がデータブロック毎
に記録される。
【００４２】また、管理データ領域１８ｂのストライプ
ＩＤログ領域18b1には、書き込み対象データストライプ
として選んだストライプＩＤが時系列順に記録される。
この例では、ストライプＩＤ「３４」の書き込みの前
に、ストライプＩＤ「３１」の書き込みが行なわれたこ
とが分かる。
ＩＤログ領域18b1には、書き込み対象データストライプ
として選んだストライプＩＤが時系列順に記録される。
この例では、ストライプＩＤ「３４」の書き込みの前
に、ストライプＩＤ「３１」の書き込みが行なわれたこ
とが分かる。
【００４３】図３の上部には、主メモリ１３上に確保し
たドライバ作業領域１７が示されている。この図３で
は、この領域１７にライトバッファ１７１、およびＡＭ
Ｔキャッシュ１７２の２つの領域が確保されていること
を示している。ＡＭＴキャッシュ１７２は、ＡＭＴ領域
１８ａに記憶されるアドレス変換テーブルの一部が記憶
されており、システム稼働中はこのＡＭＴキャッシュ１
７２がアクセスされる。ＡＭＴキャッシュ１７２に登録
されていない論理アドレスによるアクセス要求があった
場合、ＡＭＴ領域１８ａのアドレス変換テーブルから該
当する変換テーブルの内容が読み出され、ＡＭＴキャッ
シュ１７２に登録される。ＡＭＴキャッシュの内容が更
新された場合、あるいはシステムがシャットダウンされ
る場合には、ＡＭＴキャッシュ１７２の内容はＡＭＴ領
域１８ａのアドレス変換テーブルに書き戻される。
たドライバ作業領域１７が示されている。この図３で
は、この領域１７にライトバッファ１７１、およびＡＭ
Ｔキャッシュ１７２の２つの領域が確保されていること
を示している。ＡＭＴキャッシュ１７２は、ＡＭＴ領域
１８ａに記憶されるアドレス変換テーブルの一部が記憶
されており、システム稼働中はこのＡＭＴキャッシュ１
７２がアクセスされる。ＡＭＴキャッシュ１７２に登録
されていない論理アドレスによるアクセス要求があった
場合、ＡＭＴ領域１８ａのアドレス変換テーブルから該
当する変換テーブルの内容が読み出され、ＡＭＴキャッ
シュ１７２に登録される。ＡＭＴキャッシュの内容が更
新された場合、あるいはシステムがシャットダウンされ
る場合には、ＡＭＴキャッシュ１７２の内容はＡＭＴ領
域１８ａのアドレス変換テーブルに書き戻される。
【００４４】ライトバッファ１７１は、ＯＳファイルシ
ステム５０からの書き込みリクエストについて、そのデ
ータを最初にバッファリングするための領域である。１
つのライトバッファは１データストライプの大きさであ
り、図３では図面スペースの都合上１つのライトバッフ
ァしか記載していないが、複数のライトバッファが用意
される。第１の実施形態の発明では、このライトバッフ
ァ１７１は必ずしも必要なものではない。例えば、１デ
ータブロックまたは複数データブロックを記憶するバッ
ファメモリであっても構わない。
ステム５０からの書き込みリクエストについて、そのデ
ータを最初にバッファリングするための領域である。１
つのライトバッファは１データストライプの大きさであ
り、図３では図面スペースの都合上１つのライトバッフ
ァしか記載していないが、複数のライトバッファが用意
される。第１の実施形態の発明では、このライトバッフ
ァ１７１は必ずしも必要なものではない。例えば、１デ
ータブロックまたは複数データブロックを記憶するバッ
ファメモリであっても構わない。
【００４５】ＡＭＴキャッシュ１７２は、ディスク上の
ＡＭＴ領域１８ａのアドレス変換テーブルをキャッシュ
して記憶した領域である。ＲＡＩＤ高速化ドライバ１０
０は、ＡＭＴキャッシュ１７２を参照、または変更する
場合には、決められた固定サイズ（たとえば４ＫＢ）の
単位でＡＭＴ領域１８ａからＡＴＭキャッシュ１７２に
読み込んで、主メモリ１３上で参照、または変更を行
う。変更を行った場合には、そのキャッシュされたＡＭ
Ｔキャッシュ１７２は元のＡＭＴ領域１８ａに書き戻さ
れる。
ＡＭＴ領域１８ａのアドレス変換テーブルをキャッシュ
して記憶した領域である。ＲＡＩＤ高速化ドライバ１０
０は、ＡＭＴキャッシュ１７２を参照、または変更する
場合には、決められた固定サイズ（たとえば４ＫＢ）の
単位でＡＭＴ領域１８ａからＡＴＭキャッシュ１７２に
読み込んで、主メモリ１３上で参照、または変更を行
う。変更を行った場合には、そのキャッシュされたＡＭ
Ｔキャッシュ１７２は元のＡＭＴ領域１８ａに書き戻さ
れる。
【００４６】次に、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００によ
るディスク１８０のパーティションに対するデータ書き
込み処理の動作を図４に示すフローチャートを用いて説
明する。なお、以下の説明では、書き込み対象データス
トライプを「ストライプ３４」であるとして説明する。
るディスク１８０のパーティションに対するデータ書き
込み処理の動作を図４に示すフローチャートを用いて説
明する。なお、以下の説明では、書き込み対象データス
トライプを「ストライプ３４」であるとして説明する。
【００４７】図４は、ライト処理のメインルーチンの処
理を示す。ＯＳファイルシステム５０からライトリクエ
ストReqi（ｉ＝１，２，３，４‥）が入力され、そのラ
イトリクエストReqiは、論理アドレスaddriから始まる
２ＫＢ単位のライトブロックデータＢ０〜Ｂｎからなる
ものとする（ステップＳ４０１）。
理を示す。ＯＳファイルシステム５０からライトリクエ
ストReqi（ｉ＝１，２，３，４‥）が入力され、そのラ
イトリクエストReqiは、論理アドレスaddriから始まる
２ＫＢ単位のライトブロックデータＢ０〜Ｂｎからなる
ものとする（ステップＳ４０１）。
【００４８】このライトリクエストReqiに対して、空き
領域を有するストライプが、書込み対象ストライプとし
て割り当てられているか否かがチェックされ（ステップ
Ｓ４０２）、割り当てられていなければディスク上の空
ストライプを１つ選択する（ステップＳ４０３）。そし
て、そのストライプＩＤ（この例では、ストライプ３
４）をＩＤｋとして、データ管理領域１８ｂのストライ
プＩＤログ領域18b1に次のエントリとして書き込む（ス
テップＳ４０４）。ストライプＩＤログ領域18b1には、
書き込み対象に選ばれたストライプのＩＤが時系列順に
記録されていく。
領域を有するストライプが、書込み対象ストライプとし
て割り当てられているか否かがチェックされ（ステップ
Ｓ４０２）、割り当てられていなければディスク上の空
ストライプを１つ選択する（ステップＳ４０３）。そし
て、そのストライプＩＤ（この例では、ストライプ３
４）をＩＤｋとして、データ管理領域１８ｂのストライ
プＩＤログ領域18b1に次のエントリとして書き込む（ス
テップＳ４０４）。ストライプＩＤログ領域18b1には、
書き込み対象に選ばれたストライプのＩＤが時系列順に
記録されていく。
【００４９】次に、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は、
管理データ領域１８ｂの論理アドレスログ領域18b2を割
り当てる（ステップＳ４０５）。論理アドレスログ領域
18b2は、ライトリクエストReqiのデータをデータストラ
イプ３４に書き込んだ時に、そのデータの論理アドレス
を憶えておくための領域である。この論理アドレスログ
領域18b2の先頭には、書き込み対象のデータストライプ
ＩＤが記録され、以降、ストライプを構成する物理ブロ
ックがどの論理アドレスのデータを保持しているかが記
録される。なお、ステップＳ４０２で、書き込み対象デ
ータストライプ３４が既に割り当てられている場合に
は、ステップＳ４０３，Ｓ４０４，Ｓ４０５の処理が省
略されて、ステップＳ４０６への進む。
管理データ領域１８ｂの論理アドレスログ領域18b2を割
り当てる（ステップＳ４０５）。論理アドレスログ領域
18b2は、ライトリクエストReqiのデータをデータストラ
イプ３４に書き込んだ時に、そのデータの論理アドレス
を憶えておくための領域である。この論理アドレスログ
領域18b2の先頭には、書き込み対象のデータストライプ
ＩＤが記録され、以降、ストライプを構成する物理ブロ
ックがどの論理アドレスのデータを保持しているかが記
録される。なお、ステップＳ４０２で、書き込み対象デ
ータストライプ３４が既に割り当てられている場合に
は、ステップＳ４０３，Ｓ４０４，Ｓ４０５の処理が省
略されて、ステップＳ４０６への進む。
【００５０】次に、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は、
ライトリクエストReqiによるライトデータを２ＫＢのブ
ロック単位で書込み対象データストライプ３４の空き領
域に割り当てる。これは、データストライプ３４の空き
領域が無くなるまで、あるいは、ライトリクエストReqi
の全てのブロックを割り当てるまで行われる（ステップ
Ｓ４０６）。
ライトリクエストReqiによるライトデータを２ＫＢのブ
ロック単位で書込み対象データストライプ３４の空き領
域に割り当てる。これは、データストライプ３４の空き
領域が無くなるまで、あるいは、ライトリクエストReqi
の全てのブロックを割り当てるまで行われる（ステップ
Ｓ４０６）。
【００５１】次に、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は、
データストライプ３４に対するデータ書き込みのＩ／Ｏ
要求を発行する（ステップＳ４０７）。この際、書き込
みできるデータはライトバッファ１７１上で１つに纏め
られ、Ｉ／Ｏ要求が発行される。例えば、図３のライト
リクエストReq1は、２ＫＢのブロックデータを２個書き
込むものであるが、これを１つのライトリクエストとし
てＩ／Ｏ要求を発行する。これにより、ディスクの特性
から効率の良い書き込みが行われる。更に、ライトデー
タに関する論理アドレス情報を、ステップＳ４０５で割
り当てられた論理アドレスログ領域18b2に書き込むため
のＩ／Ｏ要求が発行される。この例では、論理アドレス
ログ領域18b2の先頭にストライプＩＤ＝３４が書き込ま
れ、それ以降に書き込まれたデータの論理アドレスＶと
して、ライトリクエストReq1の２ブロックデータの書き
込みに対応してＶ＝１００，１０２が、同様にReq2の３
ブロックデータに対応してＶ＝７６，７７，７８が、Re
q3の１ブロックデータに対応してＶ＝６０が、Req4の４
ブロックデータに対応してＶ＝７９，８０，８１，８２
が書き込まれる（ステップＳ４０８）。なお、上記した
ステップＳ４０７、４０８で発行したＩ／Ｏ要求は非同
期に処理される。
データストライプ３４に対するデータ書き込みのＩ／Ｏ
要求を発行する（ステップＳ４０７）。この際、書き込
みできるデータはライトバッファ１７１上で１つに纏め
られ、Ｉ／Ｏ要求が発行される。例えば、図３のライト
リクエストReq1は、２ＫＢのブロックデータを２個書き
込むものであるが、これを１つのライトリクエストとし
てＩ／Ｏ要求を発行する。これにより、ディスクの特性
から効率の良い書き込みが行われる。更に、ライトデー
タに関する論理アドレス情報を、ステップＳ４０５で割
り当てられた論理アドレスログ領域18b2に書き込むため
のＩ／Ｏ要求が発行される。この例では、論理アドレス
ログ領域18b2の先頭にストライプＩＤ＝３４が書き込ま
れ、それ以降に書き込まれたデータの論理アドレスＶと
して、ライトリクエストReq1の２ブロックデータの書き
込みに対応してＶ＝１００，１０２が、同様にReq2の３
ブロックデータに対応してＶ＝７６，７７，７８が、Re
q3の１ブロックデータに対応してＶ＝６０が、Req4の４
ブロックデータに対応してＶ＝７９，８０，８１，８２
が書き込まれる（ステップＳ４０８）。なお、上記した
ステップＳ４０７、４０８で発行したＩ／Ｏ要求は非同
期に処理される。
【００５２】次に、書き込み対象データストライプ３４
に空き領域が有るか否かが調べられる（ステップＳ４０
９）。空き領域が無い場合、つまり書き込み対象データ
ストライプ３４の全容量分の書き込みデータが揃った場
合には、ＴＡＧ情報（対象データストライプ３４に書き
込んだブロックの論理ブロック番号テーブル）の書き込
みＩ／Ｏ要求を発行する（ステップＳ４１０）。ＴＡＧ
情報は原則として、ディスク１８０上のどこに配置して
も良いが、この実施例ではデータストライプ３４の１つ
のブロックとして存在している。ステップＳ４１０のＴ
ＡＧ情報の書き込み処理は非同期に行われる。そして、
その書き込み対象データストライプ３４に書き込んだデ
ータブロックのＴＡＧ情報をＡＭＴキャッシュ１７２に
登録してＡＭＴキャッシュを更新する（ステップＳ４１
１）。この処理についてもＡＭＴキャッシュ１７２の操
作にＩ／Ｏ要求が伴う場合があり、非同期に処理が行わ
れる。一方、ステップＳ４０９において、書き込み対象
データストライプ３４に空き領域が有る場合には、上記
ステップＳ４１０、Ｓ４１１の処理をせず、ステップＳ
４１２に進む。
に空き領域が有るか否かが調べられる（ステップＳ４０
９）。空き領域が無い場合、つまり書き込み対象データ
ストライプ３４の全容量分の書き込みデータが揃った場
合には、ＴＡＧ情報（対象データストライプ３４に書き
込んだブロックの論理ブロック番号テーブル）の書き込
みＩ／Ｏ要求を発行する（ステップＳ４１０）。ＴＡＧ
情報は原則として、ディスク１８０上のどこに配置して
も良いが、この実施例ではデータストライプ３４の１つ
のブロックとして存在している。ステップＳ４１０のＴ
ＡＧ情報の書き込み処理は非同期に行われる。そして、
その書き込み対象データストライプ３４に書き込んだデ
ータブロックのＴＡＧ情報をＡＭＴキャッシュ１７２に
登録してＡＭＴキャッシュを更新する（ステップＳ４１
１）。この処理についてもＡＭＴキャッシュ１７２の操
作にＩ／Ｏ要求が伴う場合があり、非同期に処理が行わ
れる。一方、ステップＳ４０９において、書き込み対象
データストライプ３４に空き領域が有る場合には、上記
ステップＳ４１０、Ｓ４１１の処理をせず、ステップＳ
４１２に進む。
【００５３】最後に、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００
は、ライトリクエストReqiに対して全てのデータブロッ
クの書き込みＩ／Ｏ要求が発行されたか否かを判断する
（ステップＳ４１２）。まだライトすべきデータが残っ
ている場合には、ステップＳ４０２に戻り、新たなスト
ライプを割り当てて、同様にライトリクエストを書いて
いく。
は、ライトリクエストReqiに対して全てのデータブロッ
クの書き込みＩ／Ｏ要求が発行されたか否かを判断する
（ステップＳ４１２）。まだライトすべきデータが残っ
ている場合には、ステップＳ４０２に戻り、新たなスト
ライプを割り当てて、同様にライトリクエストを書いて
いく。
【００５４】上記ステップＳ４１２で、ライトリクエス
トReqiに対する全てのデータブロックの書き込みＩ／Ｏ
要求が発行していた場合には、ディスクへの書き込み処
理が終了する。
トReqiに対する全てのデータブロックの書き込みＩ／Ｏ
要求が発行していた場合には、ディスクへの書き込み処
理が終了する。
【００５５】図５は、上記ステップＳ４０７、Ｓ４０８
で発行したＩ／Ｏ要求の完了処理（通常は完了割り込み
の処理である）の動作を示すフローチャートである。Ｉ
／Ｏ完了処理１は、ステップＳ４０７に対応した完了処
理であり、また、Ｉ／Ｏ完了処理２はステップＳ４０８
に対応した完了処理である。
で発行したＩ／Ｏ要求の完了処理（通常は完了割り込み
の処理である）の動作を示すフローチャートである。Ｉ
／Ｏ完了処理１は、ステップＳ４０７に対応した完了処
理であり、また、Ｉ／Ｏ完了処理２はステップＳ４０８
に対応した完了処理である。
【００５６】ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は、データ
書き込み完了（Ｉ／Ｏ完了処理１）では、完了したデー
タ書き込みに対応する論理アドレスログ番号の書き込み
処理が完了しているか否かをチェックし（ステップＳ５
０１）、一方、論理アドレスログ書き込み完了（Ｉ／Ｏ
完了処理２）では、完了した論理アドレスログの書き込
みに対応するデータ書き込み処理が完了したか否かをチ
ェックする（ステップＳ５１０）。それらの書き込みが
完了していれば、元々のライトリクエストReqiに関し
て、全てのデータ書き込みと、論理アドレスログの書き
込みとが完了しているか否かをチェックする（ステップ
Ｓ５０２）。それらが完了していれば、ＯＳファイルシ
ステム５０にライトリクエストReqiに対するディスクへ
の書き込みが全て完了したことを通知する（ステップＳ
５０３）。即ち、全ての書き込みブロックがデータスト
ライプ３４に書き込まれ、かつ、それらのブロックの論
理アドレス情報が論理アドレスログ領域18b2に書き込ま
れた時点で、ＲＡＩＤ高速化ドライブ１００はライトリ
クエストReqiの完了通知をリクエスト発行元のＯＳファ
イルシステム５０に通知する。
書き込み完了（Ｉ／Ｏ完了処理１）では、完了したデー
タ書き込みに対応する論理アドレスログ番号の書き込み
処理が完了しているか否かをチェックし（ステップＳ５
０１）、一方、論理アドレスログ書き込み完了（Ｉ／Ｏ
完了処理２）では、完了した論理アドレスログの書き込
みに対応するデータ書き込み処理が完了したか否かをチ
ェックする（ステップＳ５１０）。それらの書き込みが
完了していれば、元々のライトリクエストReqiに関し
て、全てのデータ書き込みと、論理アドレスログの書き
込みとが完了しているか否かをチェックする（ステップ
Ｓ５０２）。それらが完了していれば、ＯＳファイルシ
ステム５０にライトリクエストReqiに対するディスクへ
の書き込みが全て完了したことを通知する（ステップＳ
５０３）。即ち、全ての書き込みブロックがデータスト
ライプ３４に書き込まれ、かつ、それらのブロックの論
理アドレス情報が論理アドレスログ領域18b2に書き込ま
れた時点で、ＲＡＩＤ高速化ドライブ１００はライトリ
クエストReqiの完了通知をリクエスト発行元のＯＳファ
イルシステム５０に通知する。
【００５７】図６は、図４のステップＳ４１０におけ
る、ＴＡＧ書き込みＩ／Ｏ要求の完了実行処理の動作を
示すフローチャートである。ＴＡＧ書き込みＩ／Ｏ要求
の完了実行処理（Ｉ／Ｏ完了処理３）では、ＴＡＧ書き
込みＩ／Ｏ要求処理が終ったストライプ３４に割り当て
た論理アドレスログ領域を開放して（ステップＳ６０
０）、ＴＡＧ情報の書き込みを終了する。
る、ＴＡＧ書き込みＩ／Ｏ要求の完了実行処理の動作を
示すフローチャートである。ＴＡＧ書き込みＩ／Ｏ要求
の完了実行処理（Ｉ／Ｏ完了処理３）では、ＴＡＧ書き
込みＩ／Ｏ要求処理が終ったストライプ３４に割り当て
た論理アドレスログ領域を開放して（ステップＳ６０
０）、ＴＡＧ情報の書き込みを終了する。
【００５８】上記した第１の実施形態によれば、本来、
ランダムライトリクエストに関して、ディスク上には物
理的に離れた領域に書き込みが起こり、ディスクのシー
クや回転待ちによる性能低下があった。本発明によれ
ば、不揮発性メモリの代わりに、ディスク上に設けられ
たＡＭＴ領域１８ａ（主メモリ上のＡＭＴキャッシュ１
７２を含む）、管理データ領域１８ｂ、データ領域１８
ｃを用いることにより、ランダムライトが物理的に連続
した領域への書き込みとして実行することが出来る。し
たがって、シーク／回転待ちが少なくなり、結果として
高速な書き込み処理が実現される。ＲＡＩＤ５のディス
クに対しては、パリティグループ単位での書き込みにな
るようにストライプ境界とサイズを合わせれば、ストラ
イプへの書き込みが全て終った段階で、ＲＡＩＤコント
ローラのキャッシュメモリ上でパリティグループが揃う
ため、パリティ計算のためのディスクリード処理が不要
となり、所謂「ＲＡＩＤ５のライトペナルティ」を無く
すことが可能になり、結果として高速な書込み処理が実
現される。
ランダムライトリクエストに関して、ディスク上には物
理的に離れた領域に書き込みが起こり、ディスクのシー
クや回転待ちによる性能低下があった。本発明によれ
ば、不揮発性メモリの代わりに、ディスク上に設けられ
たＡＭＴ領域１８ａ（主メモリ上のＡＭＴキャッシュ１
７２を含む）、管理データ領域１８ｂ、データ領域１８
ｃを用いることにより、ランダムライトが物理的に連続
した領域への書き込みとして実行することが出来る。し
たがって、シーク／回転待ちが少なくなり、結果として
高速な書き込み処理が実現される。ＲＡＩＤ５のディス
クに対しては、パリティグループ単位での書き込みにな
るようにストライプ境界とサイズを合わせれば、ストラ
イプへの書き込みが全て終った段階で、ＲＡＩＤコント
ローラのキャッシュメモリ上でパリティグループが揃う
ため、パリティ計算のためのディスクリード処理が不要
となり、所謂「ＲＡＩＤ５のライトペナルティ」を無く
すことが可能になり、結果として高速な書込み処理が実
現される。
【００５９】また、一連のデータ書き込み処理が完了し
ない状態で、不慮のシステムダウンによる処理停止が起
こった場合、論理アドレスログ領域18b2に記録した論理
アドレスログ情報を用いて、システムリブート後のデー
タ回復処理が実行できる。なお、論理アドレスログ情報
は、書き込み対象データストライプ３４に書き込まれる
全ての書き込みデータブロックの論理アドレスと物理ア
ドレスの関係が、データストライプ３４のＴＡＧ情報と
して登録された時点で不要になる。
ない状態で、不慮のシステムダウンによる処理停止が起
こった場合、論理アドレスログ領域18b2に記録した論理
アドレスログ情報を用いて、システムリブート後のデー
タ回復処理が実行できる。なお、論理アドレスログ情報
は、書き込み対象データストライプ３４に書き込まれる
全ての書き込みデータブロックの論理アドレスと物理ア
ドレスの関係が、データストライプ３４のＴＡＧ情報と
して登録された時点で不要になる。
【００６０】（第２の実施形態）次に、本発明の第２の
実施形態について説明する。図４に示した第１の実施形
態では、論理アドレスログ領域18b2の割り当ては、ステ
ップＳ４０３〜Ｓ４０５で空ストライプを割り当てる際
に行っている。論理アドレスログ領域18b2は、図３に示
すように固定的に１つ、あるいは複数用意されている。
この第２の実施形態では、複数の論理アドレスログ領域
18b3を用いて書き込み処理するものである。
実施形態について説明する。図４に示した第１の実施形
態では、論理アドレスログ領域18b2の割り当ては、ステ
ップＳ４０３〜Ｓ４０５で空ストライプを割り当てる際
に行っている。論理アドレスログ領域18b2は、図３に示
すように固定的に１つ、あるいは複数用意されている。
この第２の実施形態では、複数の論理アドレスログ領域
18b3を用いて書き込み処理するものである。
【００６１】先ず、図４のステップＳ４０５で行なった
新しい論理アドレスログ領域を割り当てに際して、この
実施形態では、複数の論理アドレスログ領域（18b2-1〜
18b2-m）のうち、一番最近使用されて開放された論理ア
ドレスログ領域を選ぶようにする。
新しい論理アドレスログ領域を割り当てに際して、この
実施形態では、複数の論理アドレスログ領域（18b2-1〜
18b2-m）のうち、一番最近使用されて開放された論理ア
ドレスログ領域を選ぶようにする。
【００６２】これを実現するために、使用した論理アド
レスログ領域18b2をＬＲＵで管理する仕組みを用意す
る。また、論理アドレスログ領域（18b2-1〜18b2-m）を
示すＩＤ番号に関するスタック状のフリーリソース管理
手段（図示せず）を用意する。なお、システム初期化時
には、フリーリソース管理手段に全ての論理アドレスロ
グ領域で示されるストライプＩＤが登録される。
レスログ領域18b2をＬＲＵで管理する仕組みを用意す
る。また、論理アドレスログ領域（18b2-1〜18b2-m）を
示すＩＤ番号に関するスタック状のフリーリソース管理
手段（図示せず）を用意する。なお、システム初期化時
には、フリーリソース管理手段に全ての論理アドレスロ
グ領域で示されるストライプＩＤが登録される。
【００６３】図４のステップＳ４１０の処理によってＴ
ＡＧ書き込みが完了した時点で、ＲＡＩＤ高速化ドライ
バ１００はそのストライプに割り当てていた論理アドレ
スログ領域を開放する（図６のステップＳ６００）。こ
こで、開放された論理アドレスログ領域（仮に18b2-1と
する）を示すＩＤ番号は、フリーリソース管理手段のス
タックに上から積まれる。図４のステップＳ４０５にお
いて、論理アドレスログ領域を新しく必要とする場合に
は、そのスタックの一番上に蓄積されたＩＤ番号が読み
出され、そのアドレスに対応する論理アドレスログ領域
18b2-1が確保される。即ち、一番最近開放された論理ア
ドレスログ領域18b2-1が確保されることになる。このよ
うに管理することにより、常に「最も最近書き込み処理
が行われ、そして開放された論理アドレスログ領域」が
使用できるようになる。
ＡＧ書き込みが完了した時点で、ＲＡＩＤ高速化ドライ
バ１００はそのストライプに割り当てていた論理アドレ
スログ領域を開放する（図６のステップＳ６００）。こ
こで、開放された論理アドレスログ領域（仮に18b2-1と
する）を示すＩＤ番号は、フリーリソース管理手段のス
タックに上から積まれる。図４のステップＳ４０５にお
いて、論理アドレスログ領域を新しく必要とする場合に
は、そのスタックの一番上に蓄積されたＩＤ番号が読み
出され、そのアドレスに対応する論理アドレスログ領域
18b2-1が確保される。即ち、一番最近開放された論理ア
ドレスログ領域18b2-1が確保されることになる。このよ
うに管理することにより、常に「最も最近書き込み処理
が行われ、そして開放された論理アドレスログ領域」が
使用できるようになる。
【００６４】一般的に、バッテリバックアップされたキ
ャッシュを搭載したＲＡＩＤコントローラでは、繰り返
し同じ領域に書込みを行うと、キャッシュに長い時間保
持されるようになるために、引き続き発生するそれらの
領域に対するライト処理は高速になる。この第２の実施
形態では、この特性を利用することにより、上記のよう
に論理アドレスログ領域18b2を管理して、なるべく同じ
論理アドレスログ領域18b2-1を使用することにより、書
き込みのオーバヘッドを少なくすることが可能となる。
ャッシュを搭載したＲＡＩＤコントローラでは、繰り返
し同じ領域に書込みを行うと、キャッシュに長い時間保
持されるようになるために、引き続き発生するそれらの
領域に対するライト処理は高速になる。この第２の実施
形態では、この特性を利用することにより、上記のよう
に論理アドレスログ領域18b2を管理して、なるべく同じ
論理アドレスログ領域18b2-1を使用することにより、書
き込みのオーバヘッドを少なくすることが可能となる。
【００６５】この第２の実施形態の効果について更に解
説する。データ書き込みはパリティグループとしてのス
トライプ単位の連続領域への書き込みとなり効率が良い
が、論理アドレスログ情報に関しては、パリティグルー
プ単位での書き込みになるとは限らず、書き込み効率は
悪い。ライトリクエストに対する完了通知は、「データ
の書き込み」と「論理アドレスログ情報の書き込み」の
両方の完了をもって行われる。このため、論理アドレス
ログ情報の書き込みが遅くなると「書き込み処理全体」
が遅くなってしまう。
説する。データ書き込みはパリティグループとしてのス
トライプ単位の連続領域への書き込みとなり効率が良い
が、論理アドレスログ情報に関しては、パリティグルー
プ単位での書き込みになるとは限らず、書き込み効率は
悪い。ライトリクエストに対する完了通知は、「データ
の書き込み」と「論理アドレスログ情報の書き込み」の
両方の完了をもって行われる。このため、論理アドレス
ログ情報の書き込みが遅くなると「書き込み処理全体」
が遅くなってしまう。
【００６６】一方、ディスクの読み書きデータのアドレ
スを管理するキャッシュメモリを有し、ライトバックキ
ャッシュ機能を持つＲＡＩＤコントローラの場合は、同
じアドレスに対するライトリクエストが続けて行われる
と、２回目以降のライトが早く完了することが多い。こ
れは、ライトバックキャッシュに直前に書いたデータが
記憶されており、同じアドレスへのデータは、キャッシ
ュ上のデータの変更のみ完了するからである。したがっ
て、実際のディスクへの書き込みを待たない。そのキャ
ッシュ領域は、ＲＡＩＤコントローラのキャッシュ制御
のポリシーにより、いつかはディスクに書き込まれ開放
されるが、同じアドレスへのライトが短い間隔で定期的
に続けば、恒常的にキャッシュ領域が確保されつづけ、
比較的早くアクセスすることが可能になる。
スを管理するキャッシュメモリを有し、ライトバックキ
ャッシュ機能を持つＲＡＩＤコントローラの場合は、同
じアドレスに対するライトリクエストが続けて行われる
と、２回目以降のライトが早く完了することが多い。こ
れは、ライトバックキャッシュに直前に書いたデータが
記憶されており、同じアドレスへのデータは、キャッシ
ュ上のデータの変更のみ完了するからである。したがっ
て、実際のディスクへの書き込みを待たない。そのキャ
ッシュ領域は、ＲＡＩＤコントローラのキャッシュ制御
のポリシーにより、いつかはディスクに書き込まれ開放
されるが、同じアドレスへのライトが短い間隔で定期的
に続けば、恒常的にキャッシュ領域が確保されつづけ、
比較的早くアクセスすることが可能になる。
【００６７】第２の実施形態では、この特性を活かして
論理アドレスログの書き込み処理を高速化する。例え
ば、（１）１ストライプのデータ書き込み分に相当する
データの論理アドレスログ情報をセーブするための領域
（論理アドレスログ領域）を複数設ける。（２）書き込
み対象データストライプを新規に割り当てる場合には、
現在使っていないもので一番最近使った「論理アドレス
ログ領域」を１つ選び、ストライプにデータを書き込む
際に、論理アドレスログ情報を書き込む領域として使用
する。（３）対象データストライプに全てのデータを書
き込んだ後には、それら書き込んだブロックを対象デー
タストライプのＴＡＧ情報に登録する。全てのブロック
に付いて登録が完了した時点で使用していた「論理アド
レスログ領域」を解放する。
論理アドレスログの書き込み処理を高速化する。例え
ば、（１）１ストライプのデータ書き込み分に相当する
データの論理アドレスログ情報をセーブするための領域
（論理アドレスログ領域）を複数設ける。（２）書き込
み対象データストライプを新規に割り当てる場合には、
現在使っていないもので一番最近使った「論理アドレス
ログ領域」を１つ選び、ストライプにデータを書き込む
際に、論理アドレスログ情報を書き込む領域として使用
する。（３）対象データストライプに全てのデータを書
き込んだ後には、それら書き込んだブロックを対象デー
タストライプのＴＡＧ情報に登録する。全てのブロック
に付いて登録が完了した時点で使用していた「論理アド
レスログ領域」を解放する。
【００６８】上記のように「論理アドレスログ領域」を
ＬＲＵで管理することにより、論理アドレスログ情報を
書き込む領域が、ディスク上の限定された固定領域（領
域が複数の場合も含む）になり、論理アドレス領域への
書込みが高速になる結果、書込み処理の完了タイミング
も早くなる。
ＬＲＵで管理することにより、論理アドレスログ情報を
書き込む領域が、ディスク上の限定された固定領域（領
域が複数の場合も含む）になり、論理アドレス領域への
書込みが高速になる結果、書込み処理の完了タイミング
も早くなる。
【００６９】（第３の実施形態）次に、本発明の第３の
実施形態について説明する。図７は、第３の実施形態の
動作を示すフローチャートである。この第３の実施形態
では、複数のライトリクエストを１つに纏めて書き込み
処理するものである。ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００が
処理している未完了のライトリクエスト数を変数（Outs
tanding Req Count）で管理することにより実現する。O
utstanding Req Countは初め「０」で初期化されている
ものとする。
実施形態について説明する。図７は、第３の実施形態の
動作を示すフローチャートである。この第３の実施形態
では、複数のライトリクエストを１つに纏めて書き込み
処理するものである。ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００が
処理している未完了のライトリクエスト数を変数（Outs
tanding Req Count）で管理することにより実現する。O
utstanding Req Countは初め「０」で初期化されている
ものとする。
【００７０】図７において、ＯＳファイルシステム５０
からのライトリクエストReqiを受信すると（ステップＳ
７０１）、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００はそのライト
リクエストReqiを変数としてOutstanding Req Countに
登録する（ステップＳ７０２）。つまり、変数Outstand
ing Req Count（カウンタ値）の内容が＋１される。そ
して、Outstanding Req Countの値がある定数「Ａ」よ
り多いか否かがチェックされ（ステップＳ７０３）、定
数「Ａ」より少ない場合には、そのライトリクエストRe
qiはステップＳ７０４に進み、図４で示したライトリク
エストReqiのＩ／Ｏ要求の発行処理（図４のステップＳ
４０７）が実行される。
からのライトリクエストReqiを受信すると（ステップＳ
７０１）、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００はそのライト
リクエストReqiを変数としてOutstanding Req Countに
登録する（ステップＳ７０２）。つまり、変数Outstand
ing Req Count（カウンタ値）の内容が＋１される。そ
して、Outstanding Req Countの値がある定数「Ａ」よ
り多いか否かがチェックされ（ステップＳ７０３）、定
数「Ａ」より少ない場合には、そのライトリクエストRe
qiはステップＳ７０４に進み、図４で示したライトリク
エストReqiのＩ／Ｏ要求の発行処理（図４のステップＳ
４０７）が実行される。
【００７１】一方、Outstanding Req Countがある定数
「Ａ」より大きい場合には、そのライトリクエストReqi
は一旦保留（ペンディング）され、ペンディングリクエ
ストキューＰListに入れられる（ステップＳ７０５）。
ペンディングリクエストキューＰListに入れられたライ
トリクエストReqi（複数登録可能）は、以下の条件が満
たされた時に一まとめにされて書き込み処理が行われ
る。 （ペンディングされたライトリクエストのＩ／Ｏ要求発
行条件） ａ）ペンディングしているリクエストReqiの数Ｐcount
が定数「Ｂ」以上になった（ステップＳ７０７のチェッ
ク）。 ｂ）ペンディングしているリクエストReqiのデータサイ
ズＰsizeの合計が定数「Ｃ」以上になった（ステップＳ
７０８のチェック）。 ｃ）ペンディングしているリクエストReqiのデータサイ
ズＰsizeの合計が現在の書込み対象データストライプの
残りの空き領域を越えた（ステップＳ７０９のチェッ
ク）。 ｄ）タイマ関数TimerRoutine()が指定時間を経過して起
動された（ステップＳ７１０のチェック）。
「Ａ」より大きい場合には、そのライトリクエストReqi
は一旦保留（ペンディング）され、ペンディングリクエ
ストキューＰListに入れられる（ステップＳ７０５）。
ペンディングリクエストキューＰListに入れられたライ
トリクエストReqi（複数登録可能）は、以下の条件が満
たされた時に一まとめにされて書き込み処理が行われ
る。 （ペンディングされたライトリクエストのＩ／Ｏ要求発
行条件） ａ）ペンディングしているリクエストReqiの数Ｐcount
が定数「Ｂ」以上になった（ステップＳ７０７のチェッ
ク）。 ｂ）ペンディングしているリクエストReqiのデータサイ
ズＰsizeの合計が定数「Ｃ」以上になった（ステップＳ
７０８のチェック）。 ｃ）ペンディングしているリクエストReqiのデータサイ
ズＰsizeの合計が現在の書込み対象データストライプの
残りの空き領域を越えた（ステップＳ７０９のチェッ
ク）。 ｄ）タイマ関数TimerRoutine()が指定時間を経過して起
動された（ステップＳ７１０のチェック）。
【００７２】ここでタイマ関数TimerRoutine()とは、時
間と関数を指定すると、指定した時間が経過した時点で
指定した関数を実行してくれるＯＳ（オペレーティング
システム）のサービスで登録した関数のことである。こ
の場合、例えば「３０ｍｓ時間後に指定する関数TimerR
outine()を実行せよ」というようにＯＳに登録する。ス
テップＳ７１０でセットするタイマ関数TimerRoutine()
の処理は図８に示している。
間と関数を指定すると、指定した時間が経過した時点で
指定した関数を実行してくれるＯＳ（オペレーティング
システム）のサービスで登録した関数のことである。こ
の場合、例えば「３０ｍｓ時間後に指定する関数TimerR
outine()を実行せよ」というようにＯＳに登録する。ス
テップＳ７１０でセットするタイマ関数TimerRoutine()
の処理は図８に示している。
【００７３】上記の条件ａ）〜ｄ）を判定するために、
図７では以下の変数で管理している。 ペンディングリクエストの数 ・・・ Ｐcount ペンディングリクエストのデータサイズの合計 ・・・ Ｐsize
図７では以下の変数で管理している。 ペンディングリクエストの数 ・・・ Ｐcount ペンディングリクエストのデータサイズの合計 ・・・ Ｐsize
【００７４】上記した条件a)〜 d)のいずれかが満たさ
れた場合には（ステップＳ７０７のＹｅｓ、又はＳ７０
８のＹｅｓ、又はＳ７０９のＹｅｓ、又はＳ７１０）、
変数Ｐcount、Ｐsizeを０クリアする（ステップＳ７１
１、Ｓ７１２、図８のステップＳ８０１、Ｓ８０２）。
さらにタイマ関数Timer Routine()がセットされている
か否かがチェックされ（ステップＳ７１３）、タイマ関
数Timer Routine()がセットされていればそれをリセッ
トする（ステップＳ７１４）。そして、ペンディングリ
ストＰListのライトリクエストを１つのライトリクエス
トＷReq として、図４のステップＳ４０７の手順に従っ
てライト処理を行なう（ステップＳ７１５、図８のステ
ップＳ８０３）。
れた場合には（ステップＳ７０７のＹｅｓ、又はＳ７０
８のＹｅｓ、又はＳ７０９のＹｅｓ、又はＳ７１０）、
変数Ｐcount、Ｐsizeを０クリアする（ステップＳ７１
１、Ｓ７１２、図８のステップＳ８０１、Ｓ８０２）。
さらにタイマ関数Timer Routine()がセットされている
か否かがチェックされ（ステップＳ７１３）、タイマ関
数Timer Routine()がセットされていればそれをリセッ
トする（ステップＳ７１４）。そして、ペンディングリ
ストＰListのライトリクエストを１つのライトリクエス
トＷReq として、図４のステップＳ４０７の手順に従っ
てライト処理を行なう（ステップＳ７１５、図８のステ
ップＳ８０３）。
【００７５】なお、ここで、ペンディングリストＰList
につながっているリクエストをまとめた ＷReq の書き
込み対象データストライプ（例えばストライプ３４）へ
のデータ書き込みは、それを構成する複数のライトリク
エスト毎にはライトせず、一まとめにして１つのライト
リクエストで書き込む。また、論理アドレスログ領域18
b2への書き込みに関しても、ＷReq全体に関して１回の
書き込みとする。これらの完了時処理を図９に示す。
につながっているリクエストをまとめた ＷReq の書き
込み対象データストライプ（例えばストライプ３４）へ
のデータ書き込みは、それを構成する複数のライトリク
エスト毎にはライトせず、一まとめにして１つのライト
リクエストで書き込む。また、論理アドレスログ領域18
b2への書き込みに関しても、ＷReq全体に関して１回の
書き込みとする。これらの完了時処理を図９に示す。
【００７６】図９において、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１
００はライトリクエストReqiに関して、データ書き込み
完了（Ｉ／Ｏ完了処理１）では論理アドレスログ番号の
書き込み処理が完了しているか否かをチェックし（ステ
ップＳ９０１）、一方、論理アドレスログ書き込み完了
（Ｉ／Ｏ完了処理２）ではデータ書き込み処理が完了し
たか否かをチェックする（ステップＳ９１０）。それら
の書き込みが完了していれば、元々のライトリクエスト
Reqiに関して全てのデータ書き込みと論理アドレスログ
の書き込みが完了しているものとしてＯＳファイルシス
テム５０にＩ／Ｏ完了を通知する（ステップＳ９０
２）。そして、Outstanding Req Countの値から完了し
たライトリクエストReqiを引いた値をOutstanding Req
Countの値として更新記録して、処理を終了する（ステ
ップＳ９０３）。
００はライトリクエストReqiに関して、データ書き込み
完了（Ｉ／Ｏ完了処理１）では論理アドレスログ番号の
書き込み処理が完了しているか否かをチェックし（ステ
ップＳ９０１）、一方、論理アドレスログ書き込み完了
（Ｉ／Ｏ完了処理２）ではデータ書き込み処理が完了し
たか否かをチェックする（ステップＳ９１０）。それら
の書き込みが完了していれば、元々のライトリクエスト
Reqiに関して全てのデータ書き込みと論理アドレスログ
の書き込みが完了しているものとしてＯＳファイルシス
テム５０にＩ／Ｏ完了を通知する（ステップＳ９０
２）。そして、Outstanding Req Countの値から完了し
たライトリクエストReqiを引いた値をOutstanding Req
Countの値として更新記録して、処理を終了する（ステ
ップＳ９０３）。
【００７７】この第３の実施形態の具体的な動作の例に
ついて、図１０〜図１１を用いて説明する。先ず、以下
の動作例では、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００にＯＳフ
ァイルシステム５０からライトリクエストReqiがマルチ
ストリームで並行して多数到来してきている状況とす
る。図１０（ａ）は、この内４つのライトリクエストRe
q1〜Req4が到来したところを示している。なお、この時
点で、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は既に複数のライ
トリクエストを処理中であり、これらリクエスト到着時
には既にOutstanding Req Count≧Ａの条件を満たして
いるものとする。即ち、図７のステップＳ７０３がＹｅ
ｓの条件で進む。
ついて、図１０〜図１１を用いて説明する。先ず、以下
の動作例では、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００にＯＳフ
ァイルシステム５０からライトリクエストReqiがマルチ
ストリームで並行して多数到来してきている状況とす
る。図１０（ａ）は、この内４つのライトリクエストRe
q1〜Req4が到来したところを示している。なお、この時
点で、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は既に複数のライ
トリクエストを処理中であり、これらリクエスト到着時
には既にOutstanding Req Count≧Ａの条件を満たして
いるものとする。即ち、図７のステップＳ７０３がＹｅ
ｓの条件で進む。
【００７８】図１０（ａ）で、各ライトリクエストReq1
〜Req4について、ライトサイズ、論理ブロック番号を示
した。なお、ここではＲＡＩＤ高速化ドライバ１００の
データ管理単位は２ＫＢであるとし、ＯＳファイルシス
テム５０からの書き込みアドレスは、書き込み先の論理
ブロック番号で示している。例えば、論理ブロック番号
１００とは、論理アドレス（ＯＳファイルシステムが指
定した書き込み先アドレス）で１００×２ＫＢ＝２００
ＫＢのアドレスを意味する。また、ライトリクエストRe
q1は書き込み先の論理アドレス番号１００に４ＫＢのデ
ータを書き込むものであるのに対し、ＲＡＩＤ高速化ド
ライバ１００のデータ管理単位は２ＫＢであることか
ら、このリクエストReq1は論理アドレス番号Ｖとして、
１００、１０１が割り当てられることを理解する。同様
に、リクエストReq2では６ＫＢであるから、論理アドレ
ス番号Ｖ＝７６、７７、７８が割り当てられ、リクエス
トReq3は２ＫＢであるから論理アドレス番号Ｖ＝６０が
割り当てられ、リクエストReq4は８ＫＢであるから、論
理アドレス番号Ｖ＝７９、８０、８１、８２が割り当て
られることを理解する。ここで、定数Ｂ＝４とし、ステ
ップＳ７０７のＰcount≧Ｂの条件が成立した場合を考
える。
〜Req4について、ライトサイズ、論理ブロック番号を示
した。なお、ここではＲＡＩＤ高速化ドライバ１００の
データ管理単位は２ＫＢであるとし、ＯＳファイルシス
テム５０からの書き込みアドレスは、書き込み先の論理
ブロック番号で示している。例えば、論理ブロック番号
１００とは、論理アドレス（ＯＳファイルシステムが指
定した書き込み先アドレス）で１００×２ＫＢ＝２００
ＫＢのアドレスを意味する。また、ライトリクエストRe
q1は書き込み先の論理アドレス番号１００に４ＫＢのデ
ータを書き込むものであるのに対し、ＲＡＩＤ高速化ド
ライバ１００のデータ管理単位は２ＫＢであることか
ら、このリクエストReq1は論理アドレス番号Ｖとして、
１００、１０１が割り当てられることを理解する。同様
に、リクエストReq2では６ＫＢであるから、論理アドレ
ス番号Ｖ＝７６、７７、７８が割り当てられ、リクエス
トReq3は２ＫＢであるから論理アドレス番号Ｖ＝６０が
割り当てられ、リクエストReq4は８ＫＢであるから、論
理アドレス番号Ｖ＝７９、８０、８１、８２が割り当て
られることを理解する。ここで、定数Ｂ＝４とし、ステ
ップＳ７０７のＰcount≧Ｂの条件が成立した場合を考
える。
【００７９】初め、ペンディングリクエストＰListにラ
イトリクエストが１つも無かった状態の場合に、ライト
リクエストReq1〜Req4がこの順に到来したとする。これ
らのリクエストは、先ずペンディングリクエストＰList
に順次格納され、ライトリクエストReq4が来た時点で図
１０（ｂ）の状態に格納される。
イトリクエストが１つも無かった状態の場合に、ライト
リクエストReq1〜Req4がこの順に到来したとする。これ
らのリクエストは、先ずペンディングリクエストＰList
に順次格納され、ライトリクエストReq4が来た時点で図
１０（ｂ）の状態に格納される。
【００８０】この時点で、図７のステップＳ７０７の条
件が成立し、ステップＳ７１１に制御が移り、ステップ
Ｓ７１５で、ペンディングリストＰLisの４つのリクエ
ストReq1〜Req4（全２０ＫＢ）が１つのライトリクエス
トＷReqとして、図４で示した手順によりディスク１８
０にライト処理される。この時、ライトリクエストＷRe
qによる２０ＫＢのデータが書き込み対象データストラ
イプ（例えばストライプ３４）の残りの空き領域に入り
きらない場合には、その空き領域に入るサイズ（例え
ば、１０ＫＢ）で切り、その単位で処理する。残りの１
０ＫＢは、別な空き領域のストライプに、別なもう１つ
のライトリクエストＷReqに纏めてＩ／Ｏ要求を発行す
る。
件が成立し、ステップＳ７１１に制御が移り、ステップ
Ｓ７１５で、ペンディングリストＰLisの４つのリクエ
ストReq1〜Req4（全２０ＫＢ）が１つのライトリクエス
トＷReqとして、図４で示した手順によりディスク１８
０にライト処理される。この時、ライトリクエストＷRe
qによる２０ＫＢのデータが書き込み対象データストラ
イプ（例えばストライプ３４）の残りの空き領域に入り
きらない場合には、その空き領域に入るサイズ（例え
ば、１０ＫＢ）で切り、その単位で処理する。残りの１
０ＫＢは、別な空き領域のストライプに、別なもう１つ
のライトリクエストＷReqに纏めてＩ／Ｏ要求を発行す
る。
【００８１】この時のディスク１８０へのライト処理の
様子を図１１に示す。ファイルシステムからのライトリ
クエストReq1〜Req4は、本来４つのライトリクエストで
あるが、書き込み先アドレスは連続した１つのデータス
トライプ３４であるので、まとめて１つのライトリクエ
ストＷReqによって書き込み処理が行われる。同時に、
論理アドレスログ情報も、一括ライトを発行したデータ
に対応した論理アドレスログ領域18b2へ論理アドレス情
報Ｖ＝１００，１０１，７６，７７，・・・,８２が１
つのライトＩ／Ｏ要求によって書き込まれる。
様子を図１１に示す。ファイルシステムからのライトリ
クエストReq1〜Req4は、本来４つのライトリクエストで
あるが、書き込み先アドレスは連続した１つのデータス
トライプ３４であるので、まとめて１つのライトリクエ
ストＷReqによって書き込み処理が行われる。同時に、
論理アドレスログ情報も、一括ライトを発行したデータ
に対応した論理アドレスログ領域18b2へ論理アドレス情
報Ｖ＝１００，１０１，７６，７７，・・・,８２が１
つのライトＩ／Ｏ要求によって書き込まれる。
【００８２】この結果、書き込み対象データストライプ
３４へのデータライトに４つのＩ／Ｏ要求が、また論理
アドレスログ領域18b2への論理アドレスログ情報の書込
みに４つのＩ／Ｏ要求が必要だったところが、ペンディ
ングリストＰListに格納して書き込むことにより、２つ
のライトＩ／Ｏ要求で書き込み処理を行なうことが可能
となり、Ｉ／Ｏ要求の発行を少なくして、まとめ書きに
よる高速化が達成される。なお、上記した例では定数Ｂ
＝４とし、Ｐcount≧Ｂの条件が成立した場合を考えた
が、上述した他の条件ｂ），ｃ），ｄ）の各条件が成立
した場合（ステップＳ７０８、Ｓ７０９、Ｓ７１０）
も、全く同様である。
３４へのデータライトに４つのＩ／Ｏ要求が、また論理
アドレスログ領域18b2への論理アドレスログ情報の書込
みに４つのＩ／Ｏ要求が必要だったところが、ペンディ
ングリストＰListに格納して書き込むことにより、２つ
のライトＩ／Ｏ要求で書き込み処理を行なうことが可能
となり、Ｉ／Ｏ要求の発行を少なくして、まとめ書きに
よる高速化が達成される。なお、上記した例では定数Ｂ
＝４とし、Ｐcount≧Ｂの条件が成立した場合を考えた
が、上述した他の条件ｂ），ｃ），ｄ）の各条件が成立
した場合（ステップＳ７０８、Ｓ７０９、Ｓ７１０）
も、全く同様である。
【００８３】この第３の実施形態によれば、ある時点で
ＲＡＩＤ高速化ドライバが処理中でまだ完了を通知して
いない、上位から送られてきたリクエスト（具体的に
は、ディスク制御システムドライバに入ったリクエスト
で、まだ完了通知を行っていないリクエスト）の個数を
カウンタで管理することにより、任意時点での「ライト
リクエストの同時Ｉ／Ｏ発行数」を得ることができる。
この「ライトリクエストの同時Ｉ／Ｏ発行数」が所定値
Ａよりも大きな値の時には、以降のライトリクエストに
関して、データ及び論理アドレスログ情報の書き込みを
一定時間待つ。そして、一定以上の個数のライトリク
エストが新たに到着した。到着したライトリクエスト
のライトサイズの合計が、一定サイズを越えた。到着
したライトリクエストのライトサイズの合計が、現在書
込み対象になっているストライプの残り空領域のサイズ
を越えた。一定時間が経過した。の場合に、それまで
ペンディングしていたライトリクエストのデータを１ま
とめにして対象のストライプに書き込む。同時に書き込
むデータブロック（複数）の論理アドレスログ情報をま
とめて１回の書込みとして「論理アドレスログ領域」に
書き込む。
ＲＡＩＤ高速化ドライバが処理中でまだ完了を通知して
いない、上位から送られてきたリクエスト（具体的に
は、ディスク制御システムドライバに入ったリクエスト
で、まだ完了通知を行っていないリクエスト）の個数を
カウンタで管理することにより、任意時点での「ライト
リクエストの同時Ｉ／Ｏ発行数」を得ることができる。
この「ライトリクエストの同時Ｉ／Ｏ発行数」が所定値
Ａよりも大きな値の時には、以降のライトリクエストに
関して、データ及び論理アドレスログ情報の書き込みを
一定時間待つ。そして、一定以上の個数のライトリク
エストが新たに到着した。到着したライトリクエスト
のライトサイズの合計が、一定サイズを越えた。到着
したライトリクエストのライトサイズの合計が、現在書
込み対象になっているストライプの残り空領域のサイズ
を越えた。一定時間が経過した。の場合に、それまで
ペンディングしていたライトリクエストのデータを１ま
とめにして対象のストライプに書き込む。同時に書き込
むデータブロック（複数）の論理アドレスログ情報をま
とめて１回の書込みとして「論理アドレスログ領域」に
書き込む。
【００８４】この結果、複数のライトリクエストが１度
のデータライト処理と１度の論理アドレスログ情報の書
き込み処理となる。各データリクエストの開始は遅れる
が、書き込み処理回数が減り、書き込みサイズが大きく
なることでディスクへのトータルとして書込みオーバヘ
ッドが小さくなり、結果的に書き込み処理のスループッ
ト向上を実現できる。
のデータライト処理と１度の論理アドレスログ情報の書
き込み処理となる。各データリクエストの開始は遅れる
が、書き込み処理回数が減り、書き込みサイズが大きく
なることでディスクへのトータルとして書込みオーバヘ
ッドが小さくなり、結果的に書き込み処理のスループッ
ト向上を実現できる。
【００８５】（第４の実施形態）次に、本発明の第４の
実施形態について説明する。この第４の実施形態では、
論理アドレスログ領域18b2に論理アドレスログ情報のみ
ならず、書き込みデータサイズおよびチェックサムを併
せて記録するものである。図１２は、ライトリクエスト
Req1のライトデータａに対して、書き込み対象データス
トライプ３４に対応する論理アドレスログ領域18b2に、 論理アドレス Ｖ＝１００、１０１ ライトサイズ Ｓｉｚｅ＝４ＫＢ チェックサム ＣｈｋＳｕｍ＝０ｘ１６ｆ９２ａａｂ を書き込む様子を示している。このチェックサムＣｈｋ
Ｓｕｍは、ライトデータａを４バイト単位で加算した結
果の値である。このように、ライトデータサイズおよび
そのチェックサムを論理アドレスログ領域に記録するこ
とにより、障害回復を容易にする。
実施形態について説明する。この第４の実施形態では、
論理アドレスログ領域18b2に論理アドレスログ情報のみ
ならず、書き込みデータサイズおよびチェックサムを併
せて記録するものである。図１２は、ライトリクエスト
Req1のライトデータａに対して、書き込み対象データス
トライプ３４に対応する論理アドレスログ領域18b2に、 論理アドレス Ｖ＝１００、１０１ ライトサイズ Ｓｉｚｅ＝４ＫＢ チェックサム ＣｈｋＳｕｍ＝０ｘ１６ｆ９２ａａｂ を書き込む様子を示している。このチェックサムＣｈｋ
Ｓｕｍは、ライトデータａを４バイト単位で加算した結
果の値である。このように、ライトデータサイズおよび
そのチェックサムを論理アドレスログ領域に記録するこ
とにより、障害回復を容易にする。
【００８６】即ち、ディスク１８のデータ領域１８ｃへ
のデータ書き込み中にシステムの障害が発生した場合に
は、書き込み処理途中のストライプに関して、その論理
アドレスログ領域18b2に書き込まれているチェックサム
値とデータ領域１８ｃのデータから求めたチェックサム
値とが一致するか否かを確認チェックする。一致した場
合には、データ書き込みが完了していたと判断し、デー
タを有効とみなし残りの処理（アドレス変換テーブルへ
の登録等）を行い、書き込み処理を完了させる。一致し
なかった場合には、書き込みは完了しなかったとみな
し、そのデータを捨てる。
のデータ書き込み中にシステムの障害が発生した場合に
は、書き込み処理途中のストライプに関して、その論理
アドレスログ領域18b2に書き込まれているチェックサム
値とデータ領域１８ｃのデータから求めたチェックサム
値とが一致するか否かを確認チェックする。一致した場
合には、データ書き込みが完了していたと判断し、デー
タを有効とみなし残りの処理（アドレス変換テーブルへ
の登録等）を行い、書き込み処理を完了させる。一致し
なかった場合には、書き込みは完了しなかったとみな
し、そのデータを捨てる。
【００８７】（第５の実施形態）次に、第５の実施形態
について説明する。第５の実施形態では、ライトデータ
ａを書き込み対象データストライプ３４に書き込むだけ
でなく、論理アドレスログ領域18b2にも論理アドレスロ
グ情報と一緒に書き込むものである。
について説明する。第５の実施形態では、ライトデータ
ａを書き込み対象データストライプ３４に書き込むだけ
でなく、論理アドレスログ領域18b2にも論理アドレスロ
グ情報と一緒に書き込むものである。
【００８８】図１３は、この第５の実施形態による論理
アドレスログ領域18b2への書き込みデータの構成を示し
ている。即ち、論理アドレスログ領域18b2には、 論理アドレス Ｖ＝１００、１０１ ライトサイズ Ｓｉｚｅ＝４ＫＢ チェックサム ＣｈｋＳｕｍ＝０ｘ１６ｆ９２ａａｂ ライトデータａ（４ＫＢ） が書き込まれる。実際には上記した〜は１つのライ
トＩ／Ｏ要求で処理するものであり、これによりオーバ
ヘッドを減らすことができる。
アドレスログ領域18b2への書き込みデータの構成を示し
ている。即ち、論理アドレスログ領域18b2には、 論理アドレス Ｖ＝１００、１０１ ライトサイズ Ｓｉｚｅ＝４ＫＢ チェックサム ＣｈｋＳｕｍ＝０ｘ１６ｆ９２ａａｂ ライトデータａ（４ＫＢ） が書き込まれる。実際には上記した〜は１つのライ
トＩ／Ｏ要求で処理するものであり、これによりオーバ
ヘッドを減らすことができる。
【００８９】図１４は、この第５の実施形態によるＲＡ
ＩＤ高速化ドライバ１００の動作手順を示すフローチャ
ートである。ＯＳファイルシステム５０からライトリク
エストReqi（ｉ＝１，２，３，４‥）が入力され、その
ライトリクエストReqiは、論理アドレスaddriから始ま
る２ＫＢ単位のライトブロックデータＢ０〜Ｂｎからな
るものとする（ステップＳ１４０１）。
ＩＤ高速化ドライバ１００の動作手順を示すフローチャ
ートである。ＯＳファイルシステム５０からライトリク
エストReqi（ｉ＝１，２，３，４‥）が入力され、その
ライトリクエストReqiは、論理アドレスaddriから始ま
る２ＫＢ単位のライトブロックデータＢ０〜Ｂｎからな
るものとする（ステップＳ１４０１）。
【００９０】このライトリクエストReqiに対して、空き
領域を有するデータストライプが、書込み対象ストライ
プとして割り当てられているか否かがチェックされ（ス
テップＳ１４０２）、割り当てられていなければディス
ク上の空ストライプを１つ選択する（ステップＳ１４０
３）。そして、データストライプと同じサイズのバッフ
ァＷＢを主メモリ１３上に確保する（ステップＳ１４０
４）。バッファＷＢはライトバッファ１７１に確保され
る。割り当てられたストライプＩＤをＩＤｋとして、デ
ータ管理領域１８ｂのストライプＩＤログ領域18b1に次
のエントリとして書き込む（ステップＳ１４０５）。ス
トライプＩＤログ領域18b1には、書き込み対象に選ばれ
たストライプのＩＤが時系列順に記録（３１，３４，
…）されていく。
領域を有するデータストライプが、書込み対象ストライ
プとして割り当てられているか否かがチェックされ（ス
テップＳ１４０２）、割り当てられていなければディス
ク上の空ストライプを１つ選択する（ステップＳ１４０
３）。そして、データストライプと同じサイズのバッフ
ァＷＢを主メモリ１３上に確保する（ステップＳ１４０
４）。バッファＷＢはライトバッファ１７１に確保され
る。割り当てられたストライプＩＤをＩＤｋとして、デ
ータ管理領域１８ｂのストライプＩＤログ領域18b1に次
のエントリとして書き込む（ステップＳ１４０５）。ス
トライプＩＤログ領域18b1には、書き込み対象に選ばれ
たストライプのＩＤが時系列順に記録（３１，３４，
…）されていく。
【００９１】次に、管理データ領域１８ｂの論理アドレ
スログ領域18b2を割り当てる（ステップＳ１４０６）。
書き込み対象データストライプ（例えば、ストライプ３
４）中の次の空き領域に、まだライト領域を割り当てて
いないデータストライプＢｊのための領域を可能な限り
確保する（ステップＳ１４０７）。
スログ領域18b2を割り当てる（ステップＳ１４０６）。
書き込み対象データストライプ（例えば、ストライプ３
４）中の次の空き領域に、まだライト領域を割り当てて
いないデータストライプＢｊのための領域を可能な限り
確保する（ステップＳ１４０７）。
【００９２】ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００は、このス
テップＳ１４０７で確保したサイズのデータを主メモリ
１３に用意したバッファＷＢにコピーする（ステップＳ
１４０８）。バッファＷＢは、ストライプ領域に等しい
大きさを持った主メモリ１３上に確保したライトバッフ
ァである。
テップＳ１４０７で確保したサイズのデータを主メモリ
１３に用意したバッファＷＢにコピーする（ステップＳ
１４０８）。バッファＷＢは、ストライプ領域に等しい
大きさを持った主メモリ１３上に確保したライトバッフ
ァである。
【００９３】次に、ステップＳ１４０９では図１３のよ
うに、論理アドレス情報とライトデータを１つのラ
イトＩ／Ｏ要求によって論理アドレスログ領域18b2に書
き込む。そして、データストライプに空き領域がなく、
ストライプに対する書込みデータがバッファＷＢで全て
揃った場合には（ステップＳ１４１０）、バッファＷＢ
の内容を書き込み対象データストライプ３４に一括ライ
トするＩ／Ｏ要求が発行され、ディスク１８０の書き込
み対象データストライプ３４に書き込まれる（ステップ
Ｓ１４１１）。また、その書き込み対象データストライ
プ３４に書き込んだＴＡＧ情報をＡＭＴキャッシュ１７
２に登録してＡＭＴキャッシュ１７２を更新する（ステ
ップＳ１４１２）。一方、ステップＳ１４１０におい
て、書き込み対象データストライプに空き領域がない場
合には、上記ステップＳ１４１１、Ｓ１４１２の処理を
せず、ステップＳ１４１３に進む。ステップＳ１４１３
では、ライトリクエストReqiに対して全てのデータブロ
ックの書き込みＩ／Ｏ要求が発行されたか否かが判断さ
れる。まだライトすべきデータが残っている場合には、
ステップＳ１４０２に戻り、新たなストライプを割り当
てて、同様にライトリクエストを書いていく。
うに、論理アドレス情報とライトデータを１つのラ
イトＩ／Ｏ要求によって論理アドレスログ領域18b2に書
き込む。そして、データストライプに空き領域がなく、
ストライプに対する書込みデータがバッファＷＢで全て
揃った場合には（ステップＳ１４１０）、バッファＷＢ
の内容を書き込み対象データストライプ３４に一括ライ
トするＩ／Ｏ要求が発行され、ディスク１８０の書き込
み対象データストライプ３４に書き込まれる（ステップ
Ｓ１４１１）。また、その書き込み対象データストライ
プ３４に書き込んだＴＡＧ情報をＡＭＴキャッシュ１７
２に登録してＡＭＴキャッシュ１７２を更新する（ステ
ップＳ１４１２）。一方、ステップＳ１４１０におい
て、書き込み対象データストライプに空き領域がない場
合には、上記ステップＳ１４１１、Ｓ１４１２の処理を
せず、ステップＳ１４１３に進む。ステップＳ１４１３
では、ライトリクエストReqiに対して全てのデータブロ
ックの書き込みＩ／Ｏ要求が発行されたか否かが判断さ
れる。まだライトすべきデータが残っている場合には、
ステップＳ１４０２に戻り、新たなストライプを割り当
てて、同様にライトリクエストを書いていく。
【００９４】なお、この実施例では、書き込み対象デー
タストライプ３４内の１データブロックをＴＡＧ領域と
している。従って、ステップＳ１４１１において、予め
ＴＡＧデータをバッファＷＢ上にセットした状態で、バ
ッファＷＢの書き込みが終了すれば、ＴＡＧデータの書
き込みも同時に終了する。
タストライプ３４内の１データブロックをＴＡＧ領域と
している。従って、ステップＳ１４１１において、予め
ＴＡＧデータをバッファＷＢ上にセットした状態で、バ
ッファＷＢの書き込みが終了すれば、ＴＡＧデータの書
き込みも同時に終了する。
【００９５】図１５は、図１４のステップＳ１４０９、
およびステップＳ１４１１のＩ／Ｏ完了処理の動作を示
すフローチャートである。図１５（ａ）はステップＳ１
４１１の書き込み対象データストライプにおける完了処
理（Ｉ／Ｏ完了処理１）であり、書き込みが完了したラ
イトリクエストReqiの「完了」をＯＳファイルシステム
５０に通知する（ステップＳ１５０１）。一方、図１５
（ｂ）はステップＳ１４０９の論理アドレスログ領域18
b2への書き込み完了処理（Ｉ／Ｏ完了処理２）であり、
論理アドレスログ領域18b2への書き込みが完了すると、
バッファＷＢを開放して（ステップＳ１５１０）、更に
論理アドレスログ領域18b2を開放して終了する（ステッ
プＳ１５１１）。
およびステップＳ１４１１のＩ／Ｏ完了処理の動作を示
すフローチャートである。図１５（ａ）はステップＳ１
４１１の書き込み対象データストライプにおける完了処
理（Ｉ／Ｏ完了処理１）であり、書き込みが完了したラ
イトリクエストReqiの「完了」をＯＳファイルシステム
５０に通知する（ステップＳ１５０１）。一方、図１５
（ｂ）はステップＳ１４０９の論理アドレスログ領域18
b2への書き込み完了処理（Ｉ／Ｏ完了処理２）であり、
論理アドレスログ領域18b2への書き込みが完了すると、
バッファＷＢを開放して（ステップＳ１５１０）、更に
論理アドレスログ領域18b2を開放して終了する（ステッ
プＳ１５１１）。
【００９６】この第５の実施形態と、上述の第１の実施
形態を比較すると、第５の実施形態では個々のライトリ
クエストReqiに対して、論理アドレスログ領域18b2に論
理アドレスログ情報とライトデータａの書き込みが完了
すれば、その時点でＯＳファイルシステム５０に対して
完了通知することができる。つまり、ＯＳファイルシス
テムに対するレスポンスが早くなる。これに対し、第１
の実施形態では、論理アドレスログ領域18b2への書き込
みと、書き込み対象データストライプ３４への書き込み
の、２つのライトＩ／Ｏ要求完了まで完了通知が待たさ
れる。
形態を比較すると、第５の実施形態では個々のライトリ
クエストReqiに対して、論理アドレスログ領域18b2に論
理アドレスログ情報とライトデータａの書き込みが完了
すれば、その時点でＯＳファイルシステム５０に対して
完了通知することができる。つまり、ＯＳファイルシス
テムに対するレスポンスが早くなる。これに対し、第１
の実施形態では、論理アドレスログ領域18b2への書き込
みと、書き込み対象データストライプ３４への書き込み
の、２つのライトＩ／Ｏ要求完了まで完了通知が待たさ
れる。
【００９７】一方で個々のライトデータに付いて考える
と、第５の実施形態では、結果的には論理アドレスログ
領域18b2と、データストライプ３４へ、２つの書き込み
となる。論理アドレスログ領域18b2は、ライトデータａ
を２重に書くというのは、実施形態２を用いて同じ領域
への書き込みになるよう、キャッシュを有効利用したと
しても、ＲＡＩＤコントローラ１６の特性によっては大
きな負荷となる可能性がある。このため、第１の実施形
態の方式にするか、第５の実施形態の方式にするかは、
使用しているＲＡＩＤコントローラ１６の特性によって
結果的に性能が良い方式を選ぶようにする。
と、第５の実施形態では、結果的には論理アドレスログ
領域18b2と、データストライプ３４へ、２つの書き込み
となる。論理アドレスログ領域18b2は、ライトデータａ
を２重に書くというのは、実施形態２を用いて同じ領域
への書き込みになるよう、キャッシュを有効利用したと
しても、ＲＡＩＤコントローラ１６の特性によっては大
きな負荷となる可能性がある。このため、第１の実施形
態の方式にするか、第５の実施形態の方式にするかは、
使用しているＲＡＩＤコントローラ１６の特性によって
結果的に性能が良い方式を選ぶようにする。
【００９８】（第６の実施形態）ＲＡＩＤ高速化ドライ
バ１００が、書き込み処理中にシステムに障害が発生し
た場合には、データや論理アドレスログ情報等の書き込
みが完了しない状態でシステムが立ち上がってくる場合
がある。このようなときに、データ書き込みが完了して
いたものについては、書き込み対象データストライプに
対応するＴＡＧ領域とＡＭＴキャッシュ１７２にそのブ
ロックを登録し直すことにより、以降、そのデータへの
アクセスが可能になる。ここで、データがディスク１８
に正しく書き込めたか否かの判断は、論理アドレスログ
情報としてセーブしたデータのチェックサム情報と、書
き込み先のデータの領域から再計算したチェックサムが
一致することが検出されれば、「正しいデータである」
と判断出来る。その場合、論理アドレスログ領域18b2に
セーブした（データのチェックサムの値を含む）値が、
「本当に正しい値であるか」を保証する必要が有る。こ
のため、例えば論理アドレスログ領域18b2の各エントリ
毎に、 （ｘ）エントリ書き込み時に、特定の文字列(signatur
e)をエントリの領域の最初と最後に入れておき、読み出
し時にチェックする。 （ｙ）エントリ全体のチェックサムを計算して記録す
る。 （ｚ）ターゲットのストライプＩＤを記録して、論理ス
トライプログ領域18b2の先頭のブロックに記録されるス
トライプＩＤとの一致を確認する。 等して、各エントリのデータ整合性を確認すれば良い。
バ１００が、書き込み処理中にシステムに障害が発生し
た場合には、データや論理アドレスログ情報等の書き込
みが完了しない状態でシステムが立ち上がってくる場合
がある。このようなときに、データ書き込みが完了して
いたものについては、書き込み対象データストライプに
対応するＴＡＧ領域とＡＭＴキャッシュ１７２にそのブ
ロックを登録し直すことにより、以降、そのデータへの
アクセスが可能になる。ここで、データがディスク１８
に正しく書き込めたか否かの判断は、論理アドレスログ
情報としてセーブしたデータのチェックサム情報と、書
き込み先のデータの領域から再計算したチェックサムが
一致することが検出されれば、「正しいデータである」
と判断出来る。その場合、論理アドレスログ領域18b2に
セーブした（データのチェックサムの値を含む）値が、
「本当に正しい値であるか」を保証する必要が有る。こ
のため、例えば論理アドレスログ領域18b2の各エントリ
毎に、 （ｘ）エントリ書き込み時に、特定の文字列(signatur
e)をエントリの領域の最初と最後に入れておき、読み出
し時にチェックする。 （ｙ）エントリ全体のチェックサムを計算して記録す
る。 （ｚ）ターゲットのストライプＩＤを記録して、論理ス
トライプログ領域18b2の先頭のブロックに記録されるス
トライプＩＤとの一致を確認する。 等して、各エントリのデータ整合性を確認すれば良い。
【００９９】上記した処理を、図１６のフローチャート
に示す。なお、書き込み方式は第１の実施形態の方式で
あることを前提として説明する。
に示す。なお、書き込み方式は第１の実施形態の方式で
あることを前提として説明する。
【０１００】ステップＳ１６０１では、論理アドレスロ
グ領域18b2を参照して使用中のものが有るか確認する。
論理アドレスログ領域18b2が使用中か否かの判断は、例
えば図１７に示すように、予め、論理アドレスログ領域
18b2の先頭（ヘッダ部）に、使用中を示すフラグ（Vali
d）を設け、論理アドレスログ領域18b2が使用中の間
は、このフラグをセット（Valid＝”１”）し、論理ア
ドレスログ領域18b2を解放する時にリセット（Valid
＝”０”）すれば良い。図１７の例では、論理アドレス
ログ領域18b2が４つある例を示しており、この論理アド
レスログ領域18b2の中では、使用中フラグ（Valid＝”
１”）を示している、論理アドレスログＬＡ１、ＬＡ２
が使用中であると判断できる。これに従って、使用中リ
ストＳにはＬＡ１、ＬＡ２として記録される。
グ領域18b2を参照して使用中のものが有るか確認する。
論理アドレスログ領域18b2が使用中か否かの判断は、例
えば図１７に示すように、予め、論理アドレスログ領域
18b2の先頭（ヘッダ部）に、使用中を示すフラグ（Vali
d）を設け、論理アドレスログ領域18b2が使用中の間
は、このフラグをセット（Valid＝”１”）し、論理ア
ドレスログ領域18b2を解放する時にリセット（Valid
＝”０”）すれば良い。図１７の例では、論理アドレス
ログ領域18b2が４つある例を示しており、この論理アド
レスログ領域18b2の中では、使用中フラグ（Valid＝”
１”）を示している、論理アドレスログＬＡ１、ＬＡ２
が使用中であると判断できる。これに従って、使用中リ
ストＳにはＬＡ１、ＬＡ２として記録される。
【０１０１】次に、ステップＳ１６０２では、上記のリ
ストＳをヘッダ部のタイムスタンプＴＳの値によりソー
トする。このソートにより、結果的に時系列順にソート
される。図１７の例では、論理アドレスログＬＡ２のタ
イムスタンプＴＳ＝１１６７９が論理アドレスログＬＡ
１のタイムスタンプＴＳ＝１１６８０より小さい（即
ち、古い）ので、ステップＳ１６０２におけるソート結
果のリストＳは、ＬＡ２、 ＬＡ１の順となる。
ストＳをヘッダ部のタイムスタンプＴＳの値によりソー
トする。このソートにより、結果的に時系列順にソート
される。図１７の例では、論理アドレスログＬＡ２のタ
イムスタンプＴＳ＝１１６７９が論理アドレスログＬＡ
１のタイムスタンプＴＳ＝１１６８０より小さい（即
ち、古い）ので、ステップＳ１６０２におけるソート結
果のリストＳは、ＬＡ２、 ＬＡ１の順となる。
【０１０２】次に、ステップＳ１６０３にて使用中の論
理アドレスログ領域18b2（要素）があることを判断し、
ステップＳ１６０４で、リストＳから一番古いタイムス
タンプＴＳを持つ要素を選択（最初に論理アドレスログ
ＬＡ２を選択）する。ステップＳ１６０５では、ＴＡＧ
イメージ用に確保した主メモリ１３の領域（ライトバッ
ファ１７１に確保される）を初期化し、「対象データス
トライプの全ブロックが無効である」状態にする。そし
て、ステップＳ１６０６では、変数ｋ＝０に設定する。
ステップＳ１６０７以降は、論理アドレスログＬＡ２内
の各有効なエントリに対してデータのチェックサム値を
読み出して、実際にストライプに書き込んであるデータ
のチェックサムと一致するか否かを確認する。有効なエ
ントリの判断は、上述した（ｘ）〜（ｚ）のようにすれ
ば良い。
理アドレスログ領域18b2（要素）があることを判断し、
ステップＳ１６０４で、リストＳから一番古いタイムス
タンプＴＳを持つ要素を選択（最初に論理アドレスログ
ＬＡ２を選択）する。ステップＳ１６０５では、ＴＡＧ
イメージ用に確保した主メモリ１３の領域（ライトバッ
ファ１７１に確保される）を初期化し、「対象データス
トライプの全ブロックが無効である」状態にする。そし
て、ステップＳ１６０６では、変数ｋ＝０に設定する。
ステップＳ１６０７以降は、論理アドレスログＬＡ２内
の各有効なエントリに対してデータのチェックサム値を
読み出して、実際にストライプに書き込んであるデータ
のチェックサムと一致するか否かを確認する。有効なエ
ントリの判断は、上述した（ｘ）〜（ｚ）のようにすれ
ば良い。
【０１０３】図１７の論理アドレスログＬＡ２の例で
は、エントリＥ０、Ｅ１、Ｅ２、・・が有効なエントリ
であると想定している。エントリＥ０に注目すると、論
理アドレスログの先頭から２つの物理ブロックに、論理
アドレスＶ＝４６３，４６４と、それぞれのデータブロ
ックのチェックサムＣＳ（ChkSum０）＝ＣＳ０，ＣＳ１
が登録されている。そこでステップＳ１６０８では、実
際にデータストライプ３４（論理アドレスログＬＡ２に
対応するデータストライプ）の１番目、２番目のデータ
ブロックを読み出して、チェックサムChkSum１＝ＣＳ
０’，ＣＳ１’を求める。
は、エントリＥ０、Ｅ１、Ｅ２、・・が有効なエントリ
であると想定している。エントリＥ０に注目すると、論
理アドレスログの先頭から２つの物理ブロックに、論理
アドレスＶ＝４６３，４６４と、それぞれのデータブロ
ックのチェックサムＣＳ（ChkSum０）＝ＣＳ０，ＣＳ１
が登録されている。そこでステップＳ１６０８では、実
際にデータストライプ３４（論理アドレスログＬＡ２に
対応するデータストライプ）の１番目、２番目のデータ
ブロックを読み出して、チェックサムChkSum１＝ＣＳ
０’，ＣＳ１’を求める。
【０１０４】ステップＳ１６０９では、チェックサムCh
kSum０とChkSum１（ＣＳ０とＣＳ０’、およびＣＳ１と
ＣＳ２’）を比較して等しいか否かを判断する。その比
較結果が一致するブロックについては正しいデータであ
ると判断し、ステップＳ１６１０でデータストライプ３
４のＴＡＧ領域にその論理ブロック番号を登録する。図
１８は、このようにして、エントリＥ０、Ｅ１までの５
データブロックを処理した時点のＴＡＧ領域の状態が示
されている。なお、ここではデータストライプ３４の先
頭ブロックの物理ブロック番号が２０００であると仮定
している。そして、ステップＳ１６１１で、変数ｋ＝ｋ
＋１とし、更にステップＳ１６１２にてｋ≦Ｎ（Ｎはデ
ータストライプを構成するデータブロック数）の比較を
行なう。
kSum０とChkSum１（ＣＳ０とＣＳ０’、およびＣＳ１と
ＣＳ２’）を比較して等しいか否かを判断する。その比
較結果が一致するブロックについては正しいデータであ
ると判断し、ステップＳ１６１０でデータストライプ３
４のＴＡＧ領域にその論理ブロック番号を登録する。図
１８は、このようにして、エントリＥ０、Ｅ１までの５
データブロックを処理した時点のＴＡＧ領域の状態が示
されている。なお、ここではデータストライプ３４の先
頭ブロックの物理ブロック番号が２０００であると仮定
している。そして、ステップＳ１６１１で、変数ｋ＝ｋ
＋１とし、更にステップＳ１６１２にてｋ≦Ｎ（Ｎはデ
ータストライプを構成するデータブロック数）の比較を
行なう。
【０１０５】論理アドレスログＬＡ２の全てのエントリ
に付いて、ステップＳ１６０７〜Ｓ１６１２の処理を終
えたら、ＴＡＧ情報が完成する。そして、ステップＳ１
６１３およびＳ１６１４にて、ＴＡＧ情報を本来のアド
レスに書き込み（ストライプ３４の場合、一番最後の物
理ブロック）、同じ内容をＡＭＴキャッシュ１７２に登
録してＡＭＴキャッシュ１７２を更新する。最後にＳ１
６１５でＬＡ２の使用中フラグをリセット（valid＝”
０”）して、論理アドレスログＬＡ２の回復処理は終了
する。同様の処理を論理アドレスログＬＡ１について行
えば、障害発生時に書き込み途中であった論理アドレス
ログＬＡ１、ＬＡ２の書き込みを終了させることができ
る。
に付いて、ステップＳ１６０７〜Ｓ１６１２の処理を終
えたら、ＴＡＧ情報が完成する。そして、ステップＳ１
６１３およびＳ１６１４にて、ＴＡＧ情報を本来のアド
レスに書き込み（ストライプ３４の場合、一番最後の物
理ブロック）、同じ内容をＡＭＴキャッシュ１７２に登
録してＡＭＴキャッシュ１７２を更新する。最後にＳ１
６１５でＬＡ２の使用中フラグをリセット（valid＝”
０”）して、論理アドレスログＬＡ２の回復処理は終了
する。同様の処理を論理アドレスログＬＡ１について行
えば、障害発生時に書き込み途中であった論理アドレス
ログＬＡ１、ＬＡ２の書き込みを終了させることができ
る。
【０１０６】なお、図１８のＴＡＧ領域には有効なデー
タに関しては、その論理アドレス値、無効なアドレスに
関しては無効である旨を示す論理アドレス値を使って、
ＴＡＧデータを作成しＴＡＧを書き込む。無効論理アド
レス値としては、例えばそのパーティションに存在しな
い論理アドレス値を使用する。
タに関しては、その論理アドレス値、無効なアドレスに
関しては無効である旨を示す論理アドレス値を使って、
ＴＡＧデータを作成しＴＡＧを書き込む。無効論理アド
レス値としては、例えばそのパーティションに存在しな
い論理アドレス値を使用する。
【０１０７】以上、本実施形態では、第１の実施形態の
書き込み方式（データはリクエスト単位で対象ストライ
プに書き込む）を前提にしたが、第６の実施形態の書き
込み方式（データは一旦論理アドレスログ領域に書き込
み、バッファＷＢが一杯になった時点でバッファＷＢの
単位で対象ストライプに書き込み）の場合でも、 （イ）ステップＳ１６０８で論理アドレスログ領域18b2
の書き込みデータからChkSum1を求める。 （ロ）ステップＳ１６０９、Ｓ１６１０の間で、書き込
みデータを対象ストライプに書き込む。 という変更を行うことによりほぼ同様に処理できる。
書き込み方式（データはリクエスト単位で対象ストライ
プに書き込む）を前提にしたが、第６の実施形態の書き
込み方式（データは一旦論理アドレスログ領域に書き込
み、バッファＷＢが一杯になった時点でバッファＷＢの
単位で対象ストライプに書き込み）の場合でも、 （イ）ステップＳ１６０８で論理アドレスログ領域18b2
の書き込みデータからChkSum1を求める。 （ロ）ステップＳ１６０９、Ｓ１６１０の間で、書き込
みデータを対象ストライプに書き込む。 という変更を行うことによりほぼ同様に処理できる。
【０１０８】
【発明の効果】以上、発明によれば、ログ形式のデータ
ブロック管理方式を採用したディスクシステムにおい
て、ファイルシステムのライトアドレス情報をディスク
上の固定領域に書き込むことによりＲＡＩＤコントロー
ラのキャッシュを有効利用し書き込み時間を短縮するこ
とができる。アドレス変換テーブルの管理にチェックサ
ムを導入することにより、不意のシステムダウン後の障
害回復処理後等にアドレス変換テーブルの整合性を確認
し信頼性を向上する。
ブロック管理方式を採用したディスクシステムにおい
て、ファイルシステムのライトアドレス情報をディスク
上の固定領域に書き込むことによりＲＡＩＤコントロー
ラのキャッシュを有効利用し書き込み時間を短縮するこ
とができる。アドレス変換テーブルの管理にチェックサ
ムを導入することにより、不意のシステムダウン後の障
害回復処理後等にアドレス変換テーブルの整合性を確認
し信頼性を向上する。
【図１】本発明のディスク制御システムを適用した計算
機システムの構成を示すブロック図。
機システムの構成を示すブロック図。
【図２】本発明のＲＡＩＤ高速化ドライバによるディス
クアレイの書き込み制御の原理を示すブロック図。
クアレイの書き込み制御の原理を示すブロック図。
【図３】本発明の第１の実施形態における、ＲＡＩＤ高
速化ドライバとディスクとの関係と、ＲＡＩＤ高速化ド
ライバによる書き込み制御を示すブロック図。
速化ドライバとディスクとの関係と、ＲＡＩＤ高速化ド
ライバによる書き込み制御を示すブロック図。
【図４】本発明の第１の実施形態における、ライト処理
のメインルーチンを示すフローチャート。
のメインルーチンを示すフローチャート。
【図５】本発明の第１の実施形態における、Ｉ／Ｏ完了
処理１および２の手順を示すフローチャート。
処理１および２の手順を示すフローチャート。
【図６】本発明の第１の実施形態における、Ｉ／Ｏ完了
処理３の手順を示すフローチャート。
処理３の手順を示すフローチャート。
【図７】本発明の第３の実施形態における、ライト処理
のメインルーチンを示すフローチャート。
のメインルーチンを示すフローチャート。
【図８】本発明の第３の実施形態における、タイマ関数
のセット処理の手順を示すフローチャート。
のセット処理の手順を示すフローチャート。
【図９】本発明の第３の実施形態における、Ｉ／Ｏ完了
処理１および２の手順を示すフローチャート。
処理１および２の手順を示すフローチャート。
【図１０】本発明の第３の実施形態における、ライトリ
クエストＲｅｑｉの構成、およびペンディングリストへ
の格納状況を示す図。
クエストＲｅｑｉの構成、およびペンディングリストへ
の格納状況を示す図。
【図１１】本発明の第３の実施形態における、データス
トライプ、および論理アドレスログ領域への書き込み操
作を示す図。
トライプ、および論理アドレスログ領域への書き込み操
作を示す図。
【図１２】本発明の第４の実施形態における、データス
トライプ、および論理アドレスログ領域への書き込み操
作を示す図。
トライプ、および論理アドレスログ領域への書き込み操
作を示す図。
【図１３】本発明の第５の実施形態における、データス
トライプ、および論理アドレスログ領域への書き込み操
作を示す図。
トライプ、および論理アドレスログ領域への書き込み操
作を示す図。
【図１４】本発明の第５の実施形態における、ライト処
理のメインルーチンを示すフローチャート。
理のメインルーチンを示すフローチャート。
【図１５】本発明の第５の実施形態における、Ｉ／Ｏ完
了処理１および２の手順を示すフローチャート。
了処理１および２の手順を示すフローチャート。
【図１６】本発明の第６の実施形態における、ライト処
理のメインルーチンを示すフローチャート。
理のメインルーチンを示すフローチャート。
【図１７】本発明の第６の実施形態における、論理アド
レスログＬＡ０〜ＬＡ３の構成例を示す図。
レスログＬＡ０〜ＬＡ３の構成例を示す図。
【図１８】本発明の第６の実施形態における、データス
トライプのＴＡＧ情報の書き込み状態を示す図。
トライプのＴＡＧ情報の書き込み状態を示す図。
１…プロセッサバス ２…ＰＣＩバス １１…ＣＰＵ＃１、＃２、＃３ １２…ブリッジ １３…主メモリ １６…ＲＡＩＤコントローラ １７…ドライバ作業領域 １７１…ライトバッファ（ログメモリ） １７２…アドレス変換テーブルＡＭＴ（キャッシュ） １７３…ストライプ管理テーブル １８…ディスクアレイ １８ａ…ＡＭＴ領域 １８ｂ…管理データ領域 １８ｂ１…ストライプＩＤログ領域 １８ｂ２…論理アドレスログ領域 １８ｃ…データ領域 ５０…ＯＳファイルシステム １００…ＲＡＩＤ高速化ドライバ
Claims (29)
- 【請求項１】 上位ファイルシステムからのライトリク
エストに応答して、論理アドレスから物理アドレスへの
アドレス変換を行い、複数のディスク装置により構成さ
れる書き込み領域であるデータストライプに対して連続
的にライトリクエストのデータを書いていくディスク制
御システムにおいて、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられたデータ領域の割り当てられた書き込み対
象データストライプの空き領域に、少なくとも１データ
ブロックずつ逐次書き込む手段と、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられたデータ管理領域に、前記上位ファイルシ
ステムからの前記論理アドレスを論理アドレスログ情報
として書き込む手段と、 前記上位ファイルシステムからのライトリクエストに対
して、前記データと前記論理アドレスログ情報の書き込
み完了を持って、上位ファイルシステムに書き込み完了
を通知する手段とを具備することを特徴とするディスク
制御システム。 - 【請求項２】 前記上位ファイルシステムからの前記ラ
イトリクエストによって転送された複数のデータブロッ
クに対して、１つのライトリクエストとしてのＩ／Ｏ要
求を発行して、前記複数のデータブロックを同時に前記
書き込み対象データストライプの空き領域に書き込むこ
とを特徴とする請求項１記載のディスク制御システム。 - 【請求項３】 前記論理アドレスログ情報は、前記デー
タ管理領域に１つ又は複数個設けられた論理アドレスロ
グ領域に書き込まれることを特徴とする請求項１記載の
ディスク制御システム。 - 【請求項４】 前記複数個の論理アドレスログ領域で構
成した場合、現在使っていないもので一番最近使用した
論理アドレスログ領域を使用することを特徴とする請求
項３記載のディスク制御システム。 - 【請求項５】 前記論理アドレスログ領域は、前記ディ
スク上に固定的に設けられていることを特徴とする請求
項３記載のディスク制御システム。 - 【請求項６】 前記データ書き込み処理が完了しない状
態で、システムダウンを起した場合、前記論理アドレス
ログ領域に記録した前記論理アドレスログ情報を用いて
システムリブート後のデータ回復を行なうことを特徴と
する請求項３記載のディスク制御システム。 - 【請求項７】 前記データ管理領域には、書き込みが行
われたストライプＩＤ、およびこれから書き込みが行わ
れるストライプＩＤを記録するストライプＩＤログ領域
を更に有することを特徴とする請求項１記載のディスク
制御システム。 - 【請求項８】 前記書き込み対象データストライプの一
部をタグ情報の書き込み領域として用い、前記書き込み
対象データストライプの全領域のデータ揃った時の前記
論理アドレスログ領域に書き込まれた論理アドレス情報
が前記タグ情報として書き込まれることを特徴とする請
求項１記載のディスク制御システム。 - 【請求項９】 主メモリの一部に書き込みデータに関す
る論理アドレスと物理アドレスの対応を記憶するアドレ
ス変換テーブルキャッシュを設け、前記書き込み対象デ
ータストライプへのデータおよびタグ情報の書き込みが
終了した時、前記アドレス変換テーブルキャッシュを前
記タグ情報を基に更新することを特徴する請求項８記載
のディスク制御システム。 - 【請求項１０】 上位ファイルシステムからのライトリ
クエストに応答して、論理アドレスから物理アドレスへ
のアドレス変換を行い、複数のディスク装置により構成
される書き込み領域であるストライプに対して連続的に
ライトリクエストのデータを書いていくディスク制御シ
ステムにおいて、 主メモリ上に設けられたライトバッファに、複数のライ
トリクエストに対応する複数のブロックデータを書き込
む手段と、 前記複数のライトリクエストに応答して、前記複数のデ
ィスク上に設けられたデータ領域の割り当てられた書き
込み対象データストライプの空き領域に、前記ライトバ
ッファに記憶した複数のブロックデータを一括ライトす
るデータ書き込み手段と、 前記複数のブロックデータに対応する前記上位ファイル
システムからの前記論理アドレスを論理アドレスログ情
報として、前記複数のディスク上に設けられたデータ管
理領域に一括ライトするログ書き込み手段と、 前記上位ファイルシステムからのライトリクエストに対
して、前記データと前記論理アドレスログ情報の書き込
み完了を持って、上位ファイルシステムに完了を通知す
る手段とを具備することを特徴とするディスク制御シス
テム。 - 【請求項１１】 前記ライトリクエストの数を変数とし
て管理し、前記変数が所定値より大きい場合は、前記ラ
イトリクエストをペンディングリクエストとして保留し
前記データおよびログ書き込み手段による一括ライト処
理を実行し、前記変数が所定値より小さい場合は、前記
ライトリクエスト単位の書き込み処理を実行することを
特徴とする請求１０記載のディスク制御システム。 - 【請求項１２】 前記一括ライト処理の実行判断は、前
記ペンディングリクエストのリクエスト数が所定値を越
えた時、または前記ペンディングリクエストのデータサ
イズ合計が所定値を越えた時、または前記ペンディング
リクエストのデータサイズ合計が前記書き込み対象デー
タストライプの残りの空き領域を越えた時、または前記
ペンディングしている時間が所定時間経過した時に行な
われることを特徴とする請求項１１記載のディスク制御
システム。 - 【請求項１３】 前記論理アドレスログ情報は、前記デ
ータ管理領域に１つ又は複数個設けられた論理アドレス
ログ領域に書き込まれることを特徴とする請求項１０記
載のディスク制御システム。 - 【請求項１４】 前記複数個の論理アドレスログ領域で
構成した場合、現在使っていないもので一番最近使用し
た論理アドレスログ領域を使用することを特徴とする請
求項１０記載のディスク制御システム。 - 【請求項１５】 前記論理アドレスログ領域は、前記デ
ィスク上に固定的に設けられていることを特徴とする請
求項１０記載のディスク制御システム。 - 【請求項１６】 前記データ書き込み処理が完了しない
状態で、システムダウンを起した場合、前記論理アドレ
スログ領域に記録した前記論理アドレスログ情報を用い
てシステムリブート後のデータ回復を行うことを特徴と
する請求項１５記載のディスク制御システム。 - 【請求項１７】 前記データ管理領域には、書き込みが
行われたストライプＩＤ、およびこれから書き込みが行
われるストライプＩＤを記録するストライプＩＤログ領
域を更に有することを特徴とする請求項１０記載のディ
スク制御システム。 - 【請求項１８】 前記書き込み対象データストライプの
一部をタグ情報の書き込み領域として用い、前記書き込
み対象データストライプの全領域のデータ揃った時の前
記論理アドレスログ領域に書き込まれた論理アドレス情
報が前記タグ情報として書き込まれることを特徴とする
請求項１０記載のディスク制御システム。 - 【請求項１９】 主メモリの一部に書き込みデータに関
する論理アドレスと物理アドレスの対応を記憶するアド
レス変換テーブルキャッシュを設け、前記書き込み対象
データストライプへのデータおよびタグ情報の書き込み
が終了した時、前記アドレス変換テーブルキャッシュを
前記タグ情報を基に更新することを特徴する請求項１８
記載のディスク制御システム。 - 【請求項２０】 上位ファイルシステムからのライトリ
クエストに応答して、論理アドレスから物理アドレスへ
のアドレス変換を行い、複数のディスク装置により構成
される書き込み領域であるデータストライプに対して連
続的にライトリクエストのデータを書いていくディスク
制御システムにおいて、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられたデータ領域の割り当てられた書き込み対
象データストライプの空き領域に、少なくとも１データ
ブロックずつ逐次書き込む手段と、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられた論理アドレスログ領域に、前記上位ファ
イルシステムからの前記論理アドレス、および書き込み
データサイズ、および書き込みデータのチェックサムを
論理アドレスログ情報として書き込む手段と、 前記上位ファイルシステムからのライトリクエストに対
して、前記データと前記論理アドレスログ情報の書き込
み完了を持って、上位ファイルシステムに書き込み完了
を通知する手段とを具備することを特徴とするディスク
制御システム。 - 【請求項２１】 書き込み中にシステムの障害が発生し
た場合には、書込み処理途中のストライプに関して、そ
の前記論理アドレスログ領域に書き込まれているチェッ
クサム値が前記データ領域の書き込みデータから求めた
チェックサム値との一致を確認し、一致した時には、そ
のデータは有効なデータとして取り扱い、一致しなかっ
た時には書き込みが完了しなかったとみなし、そのデー
タを捨てることを特徴とする請求項２１記載のディスク
制御システム。 - 【請求項２２】 上位ファイルシステムからのライトリ
クエストに応答して、論理アドレスから物理アドレスへ
のアドレス変換を行い、複数のディスク装置により構成
される書き込み領域であるデータストライプに対して連
続的にライトリクエストのデータを書いていくディスク
制御システムにおいて、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられた論理アドレスログ領域に、前記上位ファ
イルシステムからの前記論理アドレス、書き込みデータ
サイズ、書き込みデータのチェックサム、および少なく
とも１データブロックを論理アドレスログ情報として書
き込む手段と、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられたデータ領域の割り当てられた書き込み対
象データストライプの空き領域に、少なくとも１データ
ブロックずつ逐次書き込む手段と、 前記上位ファイルシステムからのライトリクエストに対
して、前記論理アドレスログ領域への前記論理アドレス
ログ情報の書き込み完了を持って、上位ファイルシステ
ムに書き込み完了を通知する手段とを具備することを特
徴とするディスク制御システム。 - 【請求項２３】 前記論理アドレスログ領域に前記デー
タブロックを書き込むことにより、上位ファイルシステ
ムへの応答時間を短縮したことを特徴とする請求項２２
記載のディスク制御システム。 - 【請求項２４】 上位ファイルシステムからのライトリ
クエストに応答して、論理アドレスから物理アドレスへ
のアドレス変換を行い、複数のディスク装置により構成
される書き込み領域であるデータストライプに対して連
続的にライトリクエストのデータを書いていくディスク
制御システムにおいて、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられた論理アドレスログ領域のヘッダ部に有効
／無効を示すフラグ、ストライプＩＤ番号、および最終
データの書き込みタイムスタンプを記録し、前記論理ア
ドレスログ領域のエントリ部に書き込みリクエストによ
って処理される１つ又は複数のブロックデータのタイム
スタンプ、１つ又は複数の論理アドレス、および１つ又
は複数のチェックサムを論理アドレスログ情報として書
き込む手段と、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられたデータ領域の割り当てられた書き込み対
象データストライプの空き領域に、少なくとも１データ
ブロックずつ逐次書き込む手段と、 書き込み中にシステムの障害が発生した場合には、書込
み処理途中の有効なフラグがセットされているストライ
プに関して、その前記論理アドレスログ領域に書き込ま
れているチェックサム値が前記データ領域の書き込みデ
ータから求めたチェックサム値との一致を確認し、一致
した時には、そのデータは有効なデータとして取り扱
い、一致しなかった時には書き込みが完了しなかったと
みなし、そのデータを捨てることを特徴とするディスク
制御システム。 - 【請求項２５】 前記チェックサムが一致した場合、前
記データストライプのＴＡＧ領域に物理アドレスおよび
論理アドレスの対応表を記録し、そのＴＡＧ領域の対応
表を主メモリのアドレス変換テーブルに反映させること
を特徴とする請求項２４記載のディスク制御システム。 - 【請求項２６】 上位ファイルシステムからのライトリ
クエストに応答して、論理アドレスから物理アドレスへ
のアドレス変換を行い、複数のディスク装置により構成
される書き込み領域であるデータストライプに対して連
続的にライトリクエストのデータを書いていくディスク
制御方法において、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられたデータ領域の割り当てられた書き込み対
象データストライプの空き領域に、少なくとも１データ
ブロックずつ逐次書き込み、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられたデータ管理領域に、前記上位ファイルシ
ステムからの前記論理アドレスを論理アドレスログ情報
として書き込み、 前記上位ファイルシステムからのライトリクエストに対
して、前記データと前記論理アドレスログ情報の書き込
み完了を持って、上位ファイルシステムに書き込み完了
を通知することを特徴とするディスク制御方法。 - 【請求項２７】 上位ファイルシステムからのライトリ
クエストに応答して、論理アドレスから物理アドレスへ
のアドレス変換を行い、複数のディスク装置により構成
される書き込み領域であるストライプに対して連続的に
ライトリクエストのデータを書いていくディスク制御方
法において、 主メモリ上に設けられたライトバッファに、複数のライ
トリクエストに対応する複数のブロックデータを書き込
み、 前記複数のライトリクエストに応答して、前記複数のデ
ィスク上に設けられたデータ領域の割り当てられた書き
込み対象データストライプの空き領域に、前記ライトバ
ッファに記憶した複数のブロックデータを一括ライトす
るデータ書き込み、 前記複数のブロックデータに対応する前記上位ファイル
システムからの前記論理アドレスを論理アドレスログ情
報として、前記複数のディスク上に設けられたデータ管
理領域に一括ライトするログ書き込み、 前記上位ファイルシステムからのライトリクエストに対
して、前記データと前記論理アドレスログ情報の書き込
み完了を持って、上位ファイルシステムに完了を通知す
ることを特徴とするディスク制御方法。 - 【請求項２８】 上位ファイルシステムからのライトリ
クエストに応答して、論理アドレスから物理アドレスへ
のアドレス変換を行い、複数のディスク装置により構成
される書き込み領域であるデータストライプに対して連
続的にライトリクエストのデータを書いていくディスク
制御方法において、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられたデータ領域の割り当てられた書き込み対
象データストライプの空き領域に、少なくとも１データ
ブロックずつ逐次書き込み、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられた論理アドレスログ領域に、前記上位ファ
イルシステムからの前記論理アドレス、および書き込み
データサイズ、および書き込みデータのチェックサムを
論理アドレスログ情報として書き込み、 前記上位ファイルシステムからのライトリクエストに対
して、前記データと前記論理アドレスログ情報の書き込
み完了を持って、上位ファイルシステムに書き込み完了
を通知することを特徴とするディスク制御方法。 - 【請求項２９】 上位ファイルシステムからのライトリ
クエストに応答して、論理アドレスから物理アドレスへ
のアドレス変換を行い、複数のディスク装置により構成
される書き込み領域であるデータストライプに対して連
続的にライトリクエストのデータを書いていくディスク
制御方法において、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられた論理アドレスログ領域のヘッダ部に有効
／無効を示すフラグ、ストライプＩＤ番号、および最終
データの書き込みタイムスタンプを記録し、前記論理ア
ドレスログ領域のエントリ部に書き込みリクエストによ
って処理される１つ又は複数のブロックデータのタイム
スタンプ、１つ又は複数の論理アドレス、および１つ又
は複数のチェックサムを論理アドレスログ情報として書
き込み、 前記ライトリクエストに応答して、前記複数のディスク
上に設けられたデータ領域の割り当てられた書き込み対
象データストライプの空き領域に、少なくとも１データ
ブロックずつ逐次書き込み、 書き込み中にシステムの障害が発生した場合には、書込
み処理途中の有効なフラグがセットされているストライ
プに関して、その前記論理アドレスログ領域に書き込ま
れているチェックサム値が前記データ領域の書き込みデ
ータから求めたチェックサム値との一致を確認し、一致
した時には、そのデータは有効なデータとして取り扱
い、一致しなかった時には書き込みが完了しなかったと
みなし、そのデータを捨てることを特徴とするディスク
制御方法。
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