JP2002278707A

JP2002278707A - ディスクコントローラ

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Publication number: JP2002278707A
Application number: JP2002009660A
Authority: JP
Inventors: Barry J Oldfield; バリー・ジェイ・オールドフィールド; Robert A Rust; ロバート・エー・ラスト
Original assignee: Hewlett Packard Co
Current assignee: HP Inc
Priority date: 2001-03-14
Filing date: 2002-01-18
Publication date: 2002-09-27
Also published as: US6766480B2; EP1241560A3; EP1241560A2; US20020166078A1

Abstract

(57)【要約】【課題】大容量データ格納システムにおいて、タスク
記述ブロックを用いて演算に関する情報を維持し、適切
なデータスループットを確保する。【解決手段】ディスクコントローラはマイクロプロセ
ッサ及び演算ロジックの両方がアクセス可能なメモリを
含む。演算を実行するために演算ロジックが必要とする
情報は、マイクロプロセッサにより、メモリ内のタスク
記述ブロックに格納される。タスク記述ブロックへのポ
インタは、タスク記述ブロック待ち行列に加えられる。
すると、演算ロジックは、待ち行列内のポインタに基づ
いてタスク記述ブロックにアクセス可能となり、対応す
る演算を実行する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、実行する演算に関
連する情報の維持に関し、特にタスク記述ブロックを使
用して演算に関連する情報を維持することに関する。

【０００２】

【従来の技術】最近の大容量データ格納システムは、デ
ータの冗長記憶のために複数の物理ディスクドライブを
利用することが多い。このような構成により、データア
クセス速度が向上すると共に、任意の単一ディスクの障
害により発生しうるデータ損失の保護が容易になる。

【０００３】冗長データの記憶には２つの一般的な方法
がある。第１の方法、すなわち「ミラーリング」法で
は、データは複製されて記憶システムの２つの別個の領
域に格納される。ディスクアレイには、例えば、同一の
データが２つの別個のディスクに格納される。この方法
は、性能が高くまたデータ可用性も高いという利点があ
る。しかし、ミラーリング法は比較的高価でもあり、デ
ータ格納のコストが事実上２倍になる。

【０００４】第２の方法、すなわち「パリティ」法で
は、記憶領域の一部を使用して冗長データを格納する
が、冗長記憶領域のサイズは、元のデータの格納に使用
される残りの記憶空間よりも小さい。例えば、６枚のデ
ィスクを有するディスクアレイでは、５枚のディスクを
データの格納に使用し、６枚目のディスクを「パリテ
ィ」データと呼ばれる冗長データの格納専用とする。パ
リティデータを生存ディスクからのデータと併せて使用
することで、１枚のデータディスクからデータを再構築
できるようになる。パリティ法は、ミラーリング法より
も費用が低いため有利であるが、同時にミラーリング法
と比較して性能が低く可用性も低いという特徴がある。

【０００５】パリティ記憶を利用する従来のディスクア
レイでは、記憶ディスクにおける空間は、複数の記憶デ
ィスクにわたる複数の記憶ストライプに構成される。各
ストライプは複数の記憶空間セグメントからなり、各セ
グメントは、ディスクアレイの単一記憶ディスク上にあ
るストライプの一部分である。

【０００６】図１は、６つの記憶ディスク13を有する従
来のディスクアレイ12を示す。この単純化した例では、
複数の記憶ディスクにわたる５つの記憶ストライプがあ
る。図１は、これら５つのストライプのうちの１つのス
トライプのデータセグメント及び記憶セグメントを強調
して示している。強調して示されたストライプのデータ
セグメントは、網掛けで示されている。このストライプ
に対応するパリティセグメントは、黒塗りで示されてい
る。一般に、任意の所与のストライプを構成する６つの
セグメントのうち、５つのセグメントはデータセグメン
トであり、６番目のセグメントがパリティセグメントで
ある。

【０００７】この種のパリティ記憶は５＋１パリティ記
憶と呼ばれ、単一のパリティセグメントにつき５つのデ
ータセグメントがあることを示している。この方式はよ
り一般的にＮ＋１グループ化と呼ばれる。ここで、Ｎは
データストライプにおけるデータセグメントの実際の数
である。

【０００８】図１に示すようなＮ＋１冗長グループ化
は、任意の１つの物理記憶装置をデータ損失から保護す
る。記憶装置に障害が発生した場合、生存データからそ
のデータを再構築することができる。データを回復する
ために実行される計算は単純であり、この計算は既知で
ある。一般に、次式に従って、データセグメントＤ_０〜
Ｄ_Ｎ−１から単一のパリティセグメントＰが計算され
る。

【０００９】

【数１】式中、ｘ_０〜ｘ_Ｎ―１は、データセグメントＤ_０〜Ｄ
_Ｎ−１からのデータに相当する。任意の単一データセグ
メントを損失した後、同じ式を簡単に変形することでそ
のデータを回復することができる。

【００１０】しかし、多くのシステムでは、２つ以上の
記憶装置を損失から保護することが重要になりつつあ
る。そのため、冗長格納システムにおいてＮ＋２グルー
プ化を実施することが必要になりつつある。

【００１１】Ｎ＋２冗長グループ化によりデータ保護が
強化されるが、その一方、最初のパリティセグメントの
計算及び任意の損失データセグメントの再構築の両方
で、より複雑な計算が必要となる。

【００１２】Ｎ＋２パリティ計算の一般式は、次のよう
になる。

【００１３】

【数２】式中、Ｐは第１のパリティセグメントの値であり、Ｑは
第２のパリティセグメントの値であり、ｘ_０〜ｘ_Ｎ−１
はデータセグメントの値であり、ｐ_０〜ｐ_Ｎ−１及びｑ
_０〜ｑ_Ｎ−１は所与のパリティ方式に固有の定数係数で
ある。

【００１４】これらの式は、線形代数の規則により、任
意の２つの障害が発生した記憶装置の単一ストライプか
らのデータを表す任意の２つの未知のｘ_ａ〜ｘ_ｂについ
て潜在的に解くことができる２つの等式システムを形成
する。１つの要件は、２つの係数セットｐ_ｉ及びｑ_ｉが
一次独立していることである。この要件は、例えば、ｐ
_０＝１、ｐ_１＝１、ｐ_２＝１、かつｑ_０＝１、ｑ_１＝
２、ｑ_２＝３の場合に満たされる。また他の例も可能で
ある。

【００１５】Ｎ＋２パリティの数学的処理は既知であ
り、本説明の主題ではない。しかし、上記の簡潔な説明
から、Ｎ＋２パリティの計算はＮ＋１パリティの計算よ
りもかなり複雑であることは明白である。Ｎ＋２ディス
クアレイの実際の実施において、この複雑さは、記憶装
置コントローラ及び結果的にディスクアレイ全体のデー
タスループットを制限する恐れがある。

【００１６】

【発明が解決しようとする課題】発明者Michael B. Jac
obsonによる「Efficient Parity Operations（効率的な
パリティ演算）」という名称の同時係属中の米国特許出
願（代理人整理番号10971442）には、Ｎ＋２パリティ計
算により複雑性が追加されるにも関わらず、適切なデー
タスループットを維持するより効率的な方法が記載され
ており、この出願は参照により本明細書に援用される。
しかし、この同時係属中の出願に記載のより効率的な方
法及び手段を用いても、記憶装置コントローラのデータ
スループットは、パリティ計算の実行に必要な情報を格
納するためのメモリ構造が非効率的であることによりな
お悪影響を受けることがある。本発明は、タスク記述ブ
ロックを用いて、パリティ（または他の）演算に関する
情報を維持し、適切なデータスループットを維持する方
法及び装置を提供する。

【００１７】

【課題を解決するための手段】本明細書では、タスク記
述ブロックを用いた演算に関連する情報の維持を説明す
る。

【００１８】本発明の一態様によると、タスク記述ブロ
ック待ち行列は複数のタスク記述ブロックそれぞれを指
すポインタを格納し、各タスク記述ブロックは１つの演
算についての情報を格納する。演算のデータはメモリに
格納される。各タスク記述ブロックは、メモリに格納さ
れているデータを指すポインタと、演算ロジックが演算
の結果を格納すべきメモリ内の結果位置を指すポインタ
とを含めた、演算ロジックが単一の演算を実行するため
に必要な情報を格納する。この情報がすべてタスク記述
ブロックに格納されると、タスク記述ブロックを指すポ
インタがタスク記述ブロック待ち行列に格納され、演算
ロジックが要求するときにいつでもその演算を実行する
ことが可能になる。

【００１９】パリティ演算に関連する本発明の別の態様
によると、タスク記述ブロック待ち行列は複数のタスク
記述ブロックそれぞれを指すポインタを格納し、各タス
ク記述ブロックは１つのパリティ演算についての情報を
格納する。パリティ演算についてのデータは、異なるパ
リティ演算に使用される様々な複数の係数と同様に、メ
モリに格納される。各タスク記述ブロックは、下記を含
め、パリティ演算ロジックが単一パリティ演算を実行す
るために使用する情報を格納する。すなわち、実行する
演算のタイプ、タスク記述ブロックのサイズ、オプショ
ンであるタグ番号（一貫性チェックのため）、実行する
演算のステータス結果のどれを格納するかについての応
答待ち行列の指示、メモリに格納されているデータを指
すポインタ、複数の係数のサブセットを指すポインタ、
サブセット内の係数の数の指示、及びパリティ演算ロジ
ックがパリティ演算の結果を格納するメモリ内の結果位
置を指すポインタを格納する。この情報がすべてタスク
記述ブロックに格納されると、タスク記述ブロックを指
すポインタがタスク記述ブロック待ち行列に格納され、
パリティ演算ロジックが要求するときはいつでもパリテ
ィ演算を実行することが可能になる。

【００２０】

【発明の実施の形態】＜パリティ演算＞図２を参照する
と、本発明による冗長データ格納システム20は、データ
ストライプ24を有する格納ディスク22を利用する。各デ
ータストライプ24は、複数のデータセグメントｘ_０〜ｘ
_Ｎ−１と、少なくとも２つの対応するパリティセグメン
トＰ及びＱとを含む。Ｐ及びＱは、データセグメントｘ
_０〜ｘ_Ｎ−１、第１のパリティ係数セットｐ_０〜ｐ
_Ｎ−１、及び第２のパリティ係数セットｑ_０〜ｑ_Ｎ− _１
から導出される。パリティ係数は以下の式に従い、各デ
ータセグメントに対応する。

【００２１】

【数３】

【００２２】本発明において、パリティ演算は、パリテ
ィセグメント生成演算、パリティセグメント再生成演
算、及びデータセグメント再構築演算に分類することが
できる。

【００２３】パリティセグメント生成演算は、新しいデ
ータストライプを作成する場合、すなわちパリティセグ
メントが全く新しいデータに基づいて作成される場合に
行われる。

【００２４】パリティセグメント再生成演算は、新しい
データにより新しいデータセグメントが追加される場
合、または読み出し／変更／書き込みサイクルにより１
つまたは複数の既存のデータセグメントが変更される場
合に、既存のストライプに対して行われる。パリティセ
グメント再生成演算では、パリティセグメントが、デー
タストライプ全体を読み出すことなく増分的に変更され
る。例えば、新しいデータにより新しいデータセグメン
トｘ_４が追加されるものと想定する。Ｐ_ＮＥＷは、次の
ように計算される。

【００２５】

【数４】

【００２６】同様に、読み出し／変更／書き込みサイク
ルの結果、データセグメントｘ_２が変更されるものと想
定する。この場合、Ｐ_ＮＥＷは、次のように計算され
る。

【００２７】

【数５】

【００２８】古いデータセグメント値から新しいＰ及び
Ｑの値を計算するために要するメモリは、ストライプが
変更される都度初めからＰ及びＱを計算するために要す
るメモリよりもはるかに少ない。

【００２９】本発明によれば、パリティセグメント再生
成演算は、データセグメントの追加から生じるパリティ
再生成、またはデータセグメントの変更から生じるパリ
ティ再生成のいずれかにさらに分類することができる。

【００３０】データセグメント再構築演算は、２つの下
位分類、すなわち、単一データセグメント再構築演算
と、二重データセグメント再構築演算とを含む。生存デ
ータセグメントと組み合わせて、Ｐパリティセグメント
またはＱパリティセグメントのいずれかから、単一デー
タセグメントを再構築することができる。一般に、デー
タセグメントｘ_ａは、次のようにしてパリティセグメン
トＰまたはＱのいずれかから再構築される。

【００３１】

【数６】式中、ｆ( )は、使用しているパリティ生成コードに固
有の適切な係数を生成する変換関数である。

【００３２】これらの式の実施形態の1つは、以下の通
りである。

【００３３】

【数７】

【００３４】生存データセグメントと組み合わせて、Ｐ
パリティセグメント及びＱパリティセグメントから、２
つのデータセグメントを再構築することができる。一般
に、２つのデータセグメントｘ_ａ及びｘ_ｂは、次のよう
にしてパリティセグメントＰ及びＱから再構築される。

【００３５】

【数８】式中、ｆ( )は、使用しているパリティ生成コードに固
有の適切な係数を生成する変換関数である。

【００３６】これらの式の実施形態の１つは、以下の通
りである。

【００３７】

【数９】

【００３８】一般に、上記パリティ演算はすべて、有限
個のかかる係数を有するベースセットから選択される既
知の係数の種々の組み合わせを用いることで達成するこ
とができる。これら係数は、ｐ_０〜ｐ_Ｎ−１、ｑ_０〜ｑ
_Ｎ−１、及び変換関数ｆ( )から得られる係数を含む。
任意の特定のパリティ演算は、計算中の実際のデータセ
グメントまたはパリティセグメントに応じて、これら係
数のサブセットを利用する。特定の計算に必要な特定の
係数サブセットは、演算の分類及び関係する特定のデー
タセグメントやパリティセグメントの双方に依存する。
従って、所与のパリティ演算の分類内には種々の状況す
なわちシナリオがあり、それぞれに異なる係数サブセッ
トが必要となる。例えば、データセグメントｘ_５をスト
ライプに追加する場合、係数ｐ_５及びｑ_５が必要とされ
る場合に１つのシナリオが発生する。データセグメント
ｘ_６をストライプに追加する場合、係数ｐ_６及びｑ_６が
必要な場合に別のシナリオが発生する。

【００３９】＜係数サブセット＞図３は、複数の係数サ
ブセット31を含むメモリアレイ30を示している。各係数
サブセットは、対応するデータセグメントに適用されパ
リティ計算結果を生成する、予め選択された、かつ／ま
たは予め計算された係数のリストまたは連結である。本
発明によれば、異なる係数サブセットが予め選択され、
各異なる演算シナリオについて格納される。次に、パリ
ティ演算ロジックによる参照及び直接の使用のため、サ
ブセットはフォーマットされ線形メモリアレイにパック
される。異なるシナリオには異なる数の係数が必要であ
るため、サブセットは同じ長さまたはサイズである必要
はない。

【００４０】本発明の実施形態において、各係数は単一
バイトである。「パックされる」という語は、好ましく
は使用していない空間に干渉することなく、係数のサブ
セットまたはストリングが線形メモリ内で連結され、記
憶空間を節約することを意味する。

【００４１】ここで、パリティ演算を行う場合、サブセ
ット内の係数とデータのセグメント（データセグメント
またはパリティセグメントのいずれか）との間には１対
１の対応がある。各係数は、対応するデータセグメント
またはパリティセグメントにのみ適用されて、演算結果
を生成する。

【００４２】可能な各パリティ計算のケースすなわちシ
ナリオにつき、１つの係数サブセットがアレイに含まれ
る。特定の各計算シナリオに関するアレイ内のサブセッ
トの開始位置を見つけるために、固有のインデックス式
を用いることができる。一般に、サブセットは、Ｐ及び
Ｑそれぞれに関わる計算に対応する対で構成される。

【００４３】図３を参照すると、メモリアレイ30は、複
数の分類グループ32、33、34、35、及び36を含み、各分
類グループは、特定のパリティ演算分類に対応する係数
サブセット31を含む。分類グループにおける各サブセッ
トは、グループの分類内で発生する特定のシナリオに関
する係数を有する。１つの例外を除き、係数サブセット
は任意の所与の分類グループ内で同一のサイズである。

【００４４】アレイの開始位置からグループの開始位置
までのグループオフセットを計算することで、アレイ30
内で特定の分類グループを見つけることができる。この
グループ・オフセットは、グループのアレイへのベース
インデックスである。分類グループ内で特定の係数サブ
セットを見つけるために、グループの開始位置からのサ
ブセット・オフセットがベースインデックスに加えられ
る。これにより、所望の係数サブセットの開始位置を見
つけるアレイ内へのインデックスが生成される。

【００４５】本発明の一実施形態によれば、一般的なパ
リティ演算分類は以下のように定義される。

【００４６】１）パリティ生成演算―既存のデータまた
はパリティを持たない部分ストライプまたは完全に新し
いストライプ。

【００４７】２）セグメントの追加によって生じるパリ
ティ再生成演算―新しいデータセグメントを２つのパリ
ティセグメントに組み込むことによる、ストライプの増
分的成長。

【００４８】３）セグメントの変更によって生じるパリ
ティ再生成演算―すでに２つのパリティセグメントに組
み込まれているデータセグメントの変更（読み出し／変
更／書き込み）。

【００４９】４）単一データセグメント再構築―２つの
パリティセグメントの一方とストライプからの生存デー
タセグメントとを使用した単一データセグメントの再構
築。２つの記憶装置に障害が発生する場合に、障害が発
生した２つの記憶装置の一方がＰまたはＱを保持するこ
とができるため、ＰパリティセグメントまたはＱパリテ
ィセグメントの何れかからの再構築がサポートされる。

【００５０】５）二重データセグメント再構築―２つの
パリティセグメントＰ及びＱと、ストライプからの生存
データセグメントとを用いたストライプの２つのデータ
セグメントの再構築。

【００５１】＜分類１の係数サブセットの構造＞アレイ
の第１の分類グループ32は、パリティ生成演算のための
係数サブセットを含む。パリティ生成演算は、新しいＰ
セグメント及びＱセグメントを新しいデータセグメント
ｘ_０〜ｘ_Ｎ−１から生成する。この分類グループには、
２つの係数サブセットしかない。サブセットはそれぞ
れ、パリティセグメントＰ及びＱの生成に対応してい
る。

【００５２】

【数１０】これらサブセットはそれぞれ同じ長さ（Ｎ）である。

【００５３】＜分類２の係数サブセットの構造＞アレイ
の第２の分類グループ33は、ストライプを増分的に追加
するパリティ演算のための係数サブセットを含む。この
タイプの演算は、任意の所与の新しいまたは追加のデー
タセグメントｘ_ａ〜ｘ_ｂ（但し、ｂ＜Ｎ、かつａ≦ｂ）
の連続範囲と組み合わせてＰ及びＱの各セグメントを更
新する。データセグメント０〜Ｎ−１内のデータセグメ
ントのあらゆる可能な範囲ａ〜ｂに対応する、これら演
算の異なるシナリオが多数ある。各シナリオには、異な
る係数サブセットが必要である。例えば、新しいまたは
追加のデータセグメントがｘ_３及びｘ_４である場合、Ｐ
の計算に必要な係数サブセットは｛ｐ_３，ｐ_４｝であ
る。新しいまたは追加のデータセグメントがｘ_２〜ｘ_５
である場合、Ｐの計算に必要な係数サブセットは
｛ｐ_２，ｐ_３，ｐ_４，ｐ_５｝である。データセグメント
０〜Ｎ−１内の可能な範囲の総計は、Ｎの値に依存す
る。

【００５４】分類グループ２の各係数サブセットは、サ
ブセットがＰの計算に適用されるか、またはＱの計算に
適用されるかを示す２つの初期パラメータを含む。これ
ら初期パラメータはそれぞれ「０」または「１」のいず
れかに設定される。これら係数のうちの最初の値「１」
は、計算がパリティセグメントＰに関わることを示す。
これら係数の二番目の値「１」は、計算がパリティセグ
メントＱに関わることを示す。これら２つのパラメータ
の一方のみが随時「１」に等しく設定されるべきであ
る。

【００５５】分類２サブセット内の残りの係数は、新し
く追加されたデータストライプからＰ及びＱを再生成す
るために使用される係数の部分範囲（sub-range）であ
る。従って、この分類グループは以下の形態の複数の係
数サブセットを含む。

【００５６】

【数１１】

【００５７】分類グループ33は、Ｎに応じて、より広い
範囲の０〜Ｎ−１内のあらゆる範囲ａ〜ｂに対応するよ
うな複数のサブセットを含む。アレイのこのセクション
内の係数サブセットの長さすなわちサイズは可変であ
り、各演算シナリオについて（ｂ−ａ）に等しい。

【００５８】この分類グループ内において、係数サブセ
ットは、長さによって配列されグループ化される。すな
わち、最小数の係数を含む係数サブセットは、分類グル
ープの最初の部分に配置される。最大数の係数を含む係
数サブセットは、分類グループの最後に配置される。こ
れらの各グループの中で、係数サブセットは、係数サブ
セットでカバーされる範囲の係数の下付文字に従った順
に配列される。従って、ａ＝０を有するサブセットが最
初に配置され、ａ＝１を有するサブセットが次に配置さ
れ、以下同様である。

【００５９】＜分類３の係数サブセットの構造＞第３の
分類グループ34内の係数サブセットは、単一データセグ
メントが変更されるとき、Ｐ及びＱを更新するために使
用される。このタイプの演算は、データセグメントｘ_ａ
が変更される場合に、Ｐセグメント及びＱセグメントを
更新する。

【００６０】分類２のグループのように、各分類３サブ
セットの最初の２つのパラメータは、グループの係数が
Ｐの計算またはＱの計算に適用可能であるか否かを示
す。これら係数はそれぞれ「０」または「１」に設定さ
れる。これら係数の最初の値が「１」であることは、サ
ブセットの係数がパリティセグメントＰに適用されるこ
とを示す。これら係数の二番目の値が「１」であること
は、サブセットの係数がパリティセグメントＱに適用さ
れることを示す。

【００６１】各サブセットは、変更中のデータセグメン
トｘ_ａに対応する単一の残りの係数を含む。

【００６２】

【数１２】

【００６３】第３の分類グループ34は、０からＮ−１ま
でのａのすべての値に対応するＮ対のこのようなサブセ
ットを含む。これらサブセットは、ａ＝ｂである分類２
係数サブセットの特別な場合に対応するため、新しい単
一データセグメントをストライプに追加する際に使用可
能なことに留意されたい。

【００６４】＜分類４の係数サブセットの構造＞第４の
分類グループ35内の係数サブセットは、パリティセグメ
ントの一方及び生存データセグメントに基づいて単一デ
ータセグメントｘ_ａを再構築するために使用される。係
数は、選択された誤り修正コードの数学的処理（ｆ
( )）に従って変換されて再構築演算を実行することを
除き、分類１の係数に密接に対応する。

【００６５】

【数１３】より具体的には、以下の通りである。

【００６６】

【数１４】

【００６７】第４の分類グループは、０からＮ−１まで
のａのすべての値に対応するＮ対のこのようなサブセッ
トを含む。各サブセットにおいて、係数ｆ(ｐ_ａ)または
係数ｆ(ｑ_ａ)はデータセグメントｘ_ａに対応することに
留意されたい。

【００６８】＜分類５の係数サブセットの構造＞第５の
分類グループ36内の係数サブセットは、２つのパリティ
セグメント及び生存データセグメントに基づいて、２つ
のデータセグメントｘ_ａ及びｘ_ｂを再構築するために使
用される。係数は、選択された誤り修正コードの数学的
処理（ｆ( )）に従って変換されて再構築演算を実行す
ることを除き、分類１の係数に密接に対応する。

【００６９】

【数１５】

【００７０】アレイの５番目のセクションは、０からＮ
−１の範囲内のａ及びｂのあらゆる可能な組み合わせに
対応する、（Ｎ×（Ｎ−１））／２対のかかるサブセッ
トを含む。各サブセットにおいて、係数ｆ(ｐ_ａ，
ｐ_ｂ，ｑ_ａ，ｑ_ｂ)は、データセグメントのうちどれが
再構築されているかに応じて、データセグメントｘ_ａま
たはｘ_ｂに対応することに留意されたい。

【００７１】これらの式の可能な実施形態の１つは、以
下の通りである。

【００７２】

【数１６】

【００７３】＜係数サブセットの使用＞図４は、上記ア
レイ格納方式に従ってパリティ演算を実行する方法を示
す。第１のステップ100で、種々のパリティ演算をパリ
ティセグメント生成演算、パリティセグメント再生成演
算、及びデータセグメント再構築演算を含む分類に分類
する。より具体的には、演算は、パリティ生成演算、セ
グメント追加によって生じるパリティ再生成演算、セグ
メントの変更によって生じるパリティ再生成演算、単一
データセグメント再構築演算、または二重データセグメ
ント再構築演算のいずれかに分類される。パリティ演算
の各分類は、複数の多様な分類シナリオを含み、その各
シナリオは各パリティ係数サブセットに関係する。

【００７４】ステップ102で、個々のパリティ係数を予
め計算し、異なるパリティ演算及びパリティ演算の異な
るシナリオに使用するパリティ係数サブセットを予め選
択する。このステップは、すでに述べた説明に従って行
われる。

【００７５】ステップ104で、予め選択したパリティ係
数サブセットのすべてを、インデックスの付いた線形メ
モリアレイに格納する。サブセットには、パリティ計算
ロジックによりアクセス可能である。このステップは、
係数サブセットを予めフォーマットして、ハードウェア
ベースのパリティ演算ロジックが効率的に利用できるよ
うにすることを含む。特に、各サブセットの個々の係数
は隣接するバイトまたは記憶装置にパックされ、ハード
ウェアベースのパリティ演算ロジックに固有の様式に配
列される。このステップの結果、メモリアレイは、種々
の計算シナリオそれぞれに対応する単一の係数サブセッ
トを含むようになる。

【００７６】個々の係数及び係数サブセットは、非干渉
データ要素を用いてパックされる。アレイのサブセット
はグループ化され、すでに述べたように順序づけられ、
係数サブセットはそれらの分類順によって分類グループ
にグループ化される。第２の分類グループ内では、サブ
セットは可変サイズを有する。さらに、第２の分類グル
ープ内のサブセットは、サイズによりサブグループ化さ
れ、最小の番号を有する係数に従い昇順に順序づけられ
る。

【００７７】パリティ演算中、パリティ演算ロジックが
メモリアレイにアクセスし、パリティ演算の種々のシナ
リオでの使用に適した係数サブセットを得る。よって、
ステップ106で、格納されているパリティ係数サブセッ
トのうちどれが特定のパリティ演算に必要なのかを決定
する。このステップは、パリティ演算の分類と線形メモ
リアレイへのグループオフセットの決定を含み、そのパ
リティ演算分類に対応する分類グループの開始位置を示
す。次に、グループ内への所望の係数サブセットの位置
までのサブセットオフセットが計算される。

【００７８】ステップ106は、第２の分類グループ以外
は単純である。詳細に上述したように、第２の分類グル
ープは長さすなわちサイズが可変の係数サブセットを含
み、特定の係数サブセットのオフセットを決定すること
が困難である。しかし、本願発明者らは、第２の分類グ
ループが上述したように配列されるとき、同じサイズの
係数サブセットのサブグループを順序づけると、特定の
サブグループに対するオフセットを、係数サブセットの
サブグループのサイズ及びＮ（任意のサブグループに含
まれる最大数の係数）の関数として計算することができ
ることを見出した。具体的には、サブセットサイズＬ_ｉ
に対応する特定のサブグループｉに対するオフセット
は、以下に等しい。

【００７９】

【数１７】

【００８０】この式は、各サブセットには、Ｐ及びＱに
対応する定数の対（上述）が存在するものと想定してい
る。しかし、Ｌは（ｂ−ａ）に等しい。サブグループｉ
内において、特定の係数サブセットのオフセットはａ
(Ｌ_ｉ＋２)に等しい。従って、ｘ_ａ〜ｘ_ｂに対応する係
数の範囲に関して、分類グループへの全体的なオフセッ
トは、次のようになる。

【００８１】

【数１８】第２の分類グループのサイズは、次の式によって与えら
れる。

【００８２】

【数１９】

【００８３】メモリアレイへの適切なオフセットを決定
した後、決定したパリティ係数サブセットをメモリから
読み出すステップ108が行われる。ステップ110で、メモ
リから読み出されたパリティ係数サブセットを用いて、
特定のパリティ演算を実行する。

【００８４】＜ディスクコントローラの動作＞図５は、
本発明によるディスクコントローラ200の最も適切な構
成要素を示す。ディスクコントローラ200は、マイクロ
プロセッサ201及び関連するメモリ202を有する。さら
に、ディスクコントローラ200は、ハードディスクイン
タフェースコンポーネント203及び通信コンポーネント2
04を備える。ハードディスクインタフェースコンポーネ
ント203は、ディスクコントローラ200に接続されて制御
されるハードディスクへのアクセス手段を提供する。通
信コンポーネント204は、ホストコンピュータとハード
ディスクコントローラ200の間のインタフェースとして
機能する。

【００８５】これらコンポーネントに加え、ハードディ
スクコントローラ200は、特定用途向け集積回路（ＡＳ
ＩＣ）の形態のハードウェアベースのパリティ演算ロジ
ック205を備える。「ハードウェアベース」という語
は、このロジックコンポーネントが、ソフトウェアベー
スのロジックとは対照的に、プログラムメモリからの命
令の検索や実行を行わないことを意味する。むしろ、ロ
ジックコンポーネントは、信号及びデータを処理する専
用の相互接続されるロジック要素を有する。このような
ハードウェアベースのロジックはマイクロプロセッサま
たは他の命令ベースのプロセッサよりも柔軟性が低い
が、ハードウェアベースのロジックは命令ベースのロジ
ックよりもはるかに高速であることが多い。

【００８６】一般に、ディスクコントローラは以下のよ
うに動作する。マイクロプロセッサ201は、ホストコン
ピュータとの通信を処理し、ホストコントローラへの、
かつホストコントローラからのすべてのデータ転送を調
整する。さらに、マイクロプロセッサ201は、実際のデ
ィスク転送をすべて調整する。しかし、データは、ディ
スクに書き込まれる前にメモリ202にバッファリングさ
れる。パリティ演算は、マイクロプロセッサ201の制御
下でメモリ202内のデータに対して行われる。

【００８７】初期化中、マイクロプロセッサ201は、メ
モリ202内に係数サブセットテーブル212を構築する。続
いて、パリティ演算のときになると、マイクロプロセッ
サ201は、パリティ演算の分類及びシナリオを決定す
る。この情報がいったん決定されると、マイクロプロセ
ッサ201は、パリティ演算の目的となる１つまたは複数
のデータセグメント及びパリティセグメント（まとめて
データブロック214と呼ぶ）の、メモリ202における位置
を示すスクリプトを作成する。スクリプトは、パリティ
演算に適切な係数サブセットが見つかる係数サブセット
テーブル212へのオフセット、及び係数サブセットに含
まれる係数の数を示す。スクリプトはまた、要求された
計算の結果が配置されるメモリ202内の位置も示す。各
スクリプトは、単一パリティ演算についての情報を格納
し、かかるスクリプトを格納するためのメモリ構造は、
本明細書においてタスク記述ブロック（ＴＤＢ）と呼ば
れる。ＴＤＢはメモリ202内の特定の位置に格納され、
その位置（例えば、３２ビットアドレス）へのポインタ
はメモリ202内のＴＤＢ待ち行列216に格納される。応答
待ち行列218もまたメモリ202に格納され、ハードウェア
ロジック205がこれを用いて、パリティ演算が成功した
か否かについての指示をマイクロプロセッサ201に戻
す。

【００８８】スクリプトがメモリに配置されると、待ち
行列216におけるスクリプトに対するＴＤＢへのポイン
タが存在することで、ハードウェアロジックに通知され
る。ハードウェアロジックはこれに応答して、（ａ）指
示された係数、データセグメント、及びパリティセグメ
ントを検索し、（ｂ）指示された係数に基づいて適切な
パリティ演算を行い、（ｃ）データ及び／または計算し
たパリティセグメントをメモリに戻し、（ｄ）エントリ
を応答待ち行列２１８に書き込むことで、演算が首尾良
く完了したか否かをマイクロプロセッサ２０１に知らせ
る。

【００８９】ハードウェアロジックは、係数及びデータ
／パリティセグメントの積を合計することで、各種の異
なるパリティ演算を行うように構成される。異なる演算
は実際に、係数、データセグメント、及びパリティセグ
メントの数及び選択においてのみ異なる。これら変数
は、スクリプトによって特定される。このように、この
演算は、ハードウェアベースの計算に非常に都合が良
い。

【００９０】図６は、タスク記述ブロック250の例示的
な構造をさらに詳細に示す。本明細書において、ＴＤＢ
250は、ＴＤＢ250内の情報に基づいてパリティ演算を行
うために、ハードウェアロジック205によりアクセスさ
れることに関連して説明される。代わりに、図６に示す
メモリ構造は、種々の方法で（例えば、ソフトウェアま
たはファームウェアを実行するマイクロプロセッサまた
は他の命令ベースのプロセッサにより）パリティ演算を
実行する他のシステムで使用することもできる。

【００９１】ＴＤＢ待ち行列216は複数のエントリを含
み、各待ち行列エントリは、要求ヘッダ及びＴＤＢポイ
ンタの両方を含む。ＴＤＢポインタ252はＴＤＢ250をポ
イントするが（例えば、ＴＤＢ250の開始アドレスをメ
モリ202に格納する）、対応する要求ヘッダ251は、ＴＤ
Ｂ250に基づいて実行される要求された動作についての
様々な情報を格納する。一実施形態においては、ＴＤＢ
ポインタ252及び要求ヘッダ251の両方が３２ビット値で
あり、要求ヘッダ２５１は以下の情報を含む。すなわ
ち、ＴＤＢ20のサイズ（例えば、８バイトダブルワード
グループで）、ハードウェアロジック205がＴＤＢ250内
のデータに基づいて実行すべき演算の指示、タグベース
の一貫性チェック（より詳細に後述する）を実行すべき
か否か、演算完了情報を書き込むべき応答待ち行列218
の識別、及びタグ番号（タグベースの一貫性チェックが
実行中である場合）である。

【００９２】ＴＤＢ250は、ヘッダ253と、複数のディス
クデータポインタ254と、出力ポインタ256と、係数ポイ
ンタ及びデータ258とを含む複数のフィールドを有す
る。ヘッダ253は、ＴＤＢについての様々な情報を含
み、一実施形態では以下を含む。すなわち、ＴＤＢ250
のサイズ（例えば、８バイトダブルワードグループ
で）、ハードウェアロジック205がＴＤＢ250内のデータ
に基づいて実行すべき演算の指示（例えば、上記パリテ
ィ演算の５つの分類のうちの１つの識別）、ハードウェ
アロジック205がＴＤＢ250内のデータに基づいて実行す
べき演算の実行優先度（例えば、所望であれば、異なる
タイプの演算に異なる実行優先度を割り当てることがで
きる）、及びタグ番号（タグベースの一貫性チェックが
実行中である場合）である。

【００９３】各ディスクデータポインタ254は、パリテ
ィ演算に関するディスクデータのメモリ202内の位置を
ポイントする（図５のデータブロック２１４のうちの１
つをそれぞれポイントする）。実行中のパリティ演算に
応じて、各ポインタ254によってポイントされるデータ
は、パリティ演算を行うべきストライプのデータセグメ
ントまたはパリティセグメントである。ポインタ254
は、ハードウェアロジック205により（ストライプにお
いて最も小さい番号の付いたデータセグメントから最も
大きな番号の付いたデータを配列し、その後にＰパリテ
ィセグメント及びＱパリティセグメントが続くといっ
た）既知の順に従って配列されるため、ハードウェアロ
ジック205は、パリティ演算についてどのメモリ位置に
どのセグメントデータがあるかを知る。出力ポインタ25
6は、パリティ演算ロジック205がパリティ演算の結果を
書き込むべきメモリ202内の位置260を指すポインタであ
る。実行中のパリティ演算のタイプに応じて、演算の結
果はＰパリティ値及びＱパリティ値のいずれか（例え
ば、パリティ生成演算またはパリティ再生成演算の場
合）、またはデータセグメント値（例えば、データセグ
メント再構築の場合）であることができる。単一の出力
ポインタ256を図６に示しているが、代わりに複数の出
力ポインタをＴＤＢ250に含めてもよい（例えば、Ｐ値
に１つのポインタ、Ｑ値に１つのポインタというよう
に、複数の値が生成される場合）。

【００９４】係数ポインタ及びデータ258は、パリティ
演算ロジック205が使用すべき係数サブセットが位置す
る、係数テーブル30内の位置を指すポインタを含む。ポ
インタ及びデータ258内には、係数テーブルから検索す
べき係数の数の指示も存在し得る（これは、ヘッダ253
において識別される実行すべきパリティ演算のタイプの
指示とは別のものであってもよく、また代わりに実行す
べきパリティ演算のタイプの指示に埋め込んでも（また
は固有であっても）よい）。従って、係数ポインタ及び
データ258は（ヘッダ253と組み合わせて）、どこでパリ
ティ演算に関する係数を得るか、及びどのくらい係数を
得るべきか、ならびにどのパリティ演算を実行すべきか
という必要な情報をパリティ演算ロジック205に与え
る。

【００９５】必要な情報がすべてパリティ演算のＴＤＢ
250に格納されると、マイクロプロセッサ201は、そのＴ
ＤＢを指すポインタ及び対応する要求ヘッダ情報を含む
エントリをＴＤＢ待ち行列216に追加する。待ち行列216
に演算を加え、必要なデータが適切な位置で利用できる
ようになるまで待ち行列216へのエントリの追加を行わ
ないことにより、パリティ演算ロジック205は、確実に
パリティ演算の実行に必要な情報を有する。従って、パ
リティ演算ロジック205は、他のパリティ演算が待ち行
列で待機している間、パリティに関する追加情報を待つ
ことで遅延されず、ロジック205の高速演算が可能にな
る。

【００９６】パリティ演算を実行する前に、パリティ演
算ロジック205は、一貫性チェックをオプションとして
実行して、正しいＴＤＢを使用していることを検証する
ことができる。一実施形態では、この一貫性チェック
は、演算のタイプ及びＴＤＢのサイズの検証に基づく。
この実施では、ＴＤＢ250のヘッダ253は、上記と同様
に、実行すべき演算のタイプの指示及びＴＤＢ250のサ
イズを含む。正しいＴＤＢにアクセスしていることを検
証するために、ハードウェアロジック205は、要求ヘッ
ダ251内の演算のタイプ及びＴＤＢサイズにアクセス
し、これらがヘッダ253に格納されている演算のタイプ
及びＴＤＢサイズに一致するか否かをチェックする。ハ
ードウェアロジック205が、２つの演算タイプ及び２つ
のＴＤＢサイズが一致すると判断した場合、ＴＤＢ250
は正しいＴＤＢであると検証され、その他の場合、ＴＤ
Ｂは正しいＴＤＢではなく、ハードウェアロジック205
は、（例えば、応答待ち行列218内のエントリを介し
て）コマンド不一致のためにパリティ演算が失敗したこ
とをマイクロプロセッサ２０１に知らせる。

【００９７】一貫性チェックはさらに行うことが可能で
あり、本明細書においてこれはタグベースの一貫性チェ
ックと呼ばれる。タグベースの一貫性チェックを用いる
場合、マイクロプロセッサ201はタグ番号を演算に割り
当て、タグ番号は要求ヘッダ251及びヘッダ253の両方に
格納される。ハードウェアロジック205は、演算タイプ
及びＴＤＢサイズを検証することに加え、ヘッダ251及
び253におけるタグ番号の一致もチェックする。タグ番
号が一致する場合、ＴＤＢ250は正しいＴＤＢであると
検証され（演算タイプ及びＴＤＢサイズも一致するもの
と仮定する）、その他の場合は、ＴＤＢは正しいＴＤＢ
ではなく、ハードウェアロジック205は、（例えば、応
答待ち行列218内のエントリを介して）タグ不一致によ
りパリティ演算が失敗したことをマイクロプロセッサ20
1に知らせる。

【００９８】ハードウェアロジック205が演算を完了す
ると、計算した演算結果が、出力ポインタ256によって
ポイントされるメモリ位置260に格納される。さらに、
ハードウェアロジック205によって実行された演算のス
テータスを示すエントリが応答待ち行列218に追加され
る。複数の応答待ち行列218が存在する場合があり、ハ
ードウェアロジック205がエントリを追加する適切な応
答待ち行列は、演算に対応する要求ヘッダ251で示され
る。

【００９９】各応答待ち行列218は複数のエントリを含
むことができ、各エントリは応答ヘッダ及びＴＤＢポイ
ンタを含む。ＴＤＢポインタ262は、ＴＤＢ250をポイン
トするが（例えば、ＴＤＢ250の開始アドレスをメモリ2
02に格納する）、対応する応答ヘッダ261は、ＴＤＢ250
に基づいて実行された演算についての様々な情報を格納
する。一実施形態では、ＴＤＢポインタ262及び応答ヘ
ッダ261の両方が３２ビット値であり、応答ヘッダ261は
以下の情報を含む。すなわち、ＴＤＢ250のサイズ（例
えば、８バイトダブルワードグループで）、ハードウェ
アロジック205がＴＤＢ250内のデータに基づいて実行し
た演算の指示、タグベースの一貫性チェックが実行され
たかどうか、二重パリティブロック計算の結果、ゼロし
か含まないＰパリティブロック及びＱパリティブロック
が生じたり、または単一パリティブロック計算の結果ゼ
ロしか含まないＰパリティブロックが生じる場合に設定
される「パリティ・オール・ゼロ」フラグ（このフラグ
は、演算がパリティ演算ではない場合でも設定され
る）、ソースデータが定義されたフォーマットパターン
に一致する場合に設定される「パターン一致」フラグ、
演算を実行する際にどのタイプのエラーが（もしあれ
ば）発生したかに関する指示、及びタグ番号（タグベー
スの一貫性チェックが実行中である場合）を含む。一実
施形態では、応答ヘッダ261を介して以下のエラーを示
すことができる。すなわち、タグ不一致（待ち行列216
のヘッダ251内のタグが、ＴＤＢ250のヘッダ253内のタ
グと一致しない）、コマンド不一致（ヘッダ251におけ
る演算タイプ及びＴＤＢサイズが、ヘッダ253内の演算
タイプ及びＴＤＢサイズに一致しない）、パリティエラ
ー（メモリ202から戻されるデータにおいて検出された
パリティエラー）、メモリテストデータ不一致（miscom
pare）（パリティ演算ではなくメモリテスト演算が実行
中である場合、これは、メモリテスト中メモリ202から
戻されるデータが不正確であったことを示す）、及び不
正コマンド（ヘッダ251及びヘッダ253で示される演算タ
イプが正当な値ではない）である。

【０１００】従って、図６に示すメモリ構造を使用し
て、単一ＴＤＢを用いてパリティ演算ロジック205がパ
リティ演算を実行するために必要な情報をすべて識別す
る。単一ポインタを用いて各ＴＤＢを識別することがで
き、複数のパリティ演算を図５のＴＤＢ待ち行列216に
容易に入れることが可能になる。次いで、パリティ演算
ロジック205は、演算を待ち行列216から取り除くことに
より、パリティ演算を特定の様式で（例えば、先入れ先
出し（ＦＩＦＯ）方式で）処理することができる。

【０１０１】さらに、図５及び図６に示すように、どの
演算を実行する必要があるかについての記述は、作業を
実際に実行するコンポーネントから分離される。この分
離により、２つの異なるプロセス（何をすべきかを記述
するプロセス及びする必要があることを実際に実行する
プロセス）を、他方がどのように実行されているか（あ
るいは、どのコンポーネントまたはエンティティがその
プロセスを実行しているか）に関わらず、互いに独立し
て動作することが可能になる。従って、図５のマイクロ
プロセッサ201は、どのコンポーネントが実際にパリテ
ィ演算を実行しているのかに関わらず（例えば、パリテ
ィ演算は、ハードウェアロジック205または代替として
他のコンポーネント（ソフトウェア命令を実行する別の
マイクロプロセッサ等）によって実行することができ
る）、パリティ演算についての必要な情報を準備するこ
とができる。同様に、ハードウェアロジック205は、パ
リティ演算についての情報をメモリ202から獲得でき、
どのエンティティが情報をメモリ202内に準備するか、
または情報がどのように得られたかに関わらず、パリテ
ィ演算を実行することができる。

【０１０２】図７は、上記メモリ構造によるパリティ演
算についてのタスク記述ブロックを使用する方法を示
す。図７の方法は、図５のマイクロプロセッサ201及び
ハードウェアロジック205によって実行される動作を示
す（マイクロプロセッサ201によって実行される動作は
左側にあり、ハードウェアロジック205によって実行さ
れる動作は右側にある）。第１のステップ270で、実行
するパリティ演算のＴＤＢを生成する。この生成は、様
々な従来の方法の任意のもので実行することができる
（例えば、ＴＤＢにメモリを割り当てる、既に割り当て
られたが使用されていないメモリを使用するなど）。ス
テップ272で、コマンドタイプ、応答待ち行列識別子、
及びタグ番号（オプション）をＴＤＢのヘッダに格納す
る。他の情報（上述）がヘッダに含まれてもよい。ステ
ップ274で、パリティ演算に関するディスクデータメモ
リ位置を指すポインタをＴＤＢに格納し、ステップ276
で、パリティ演算に関する結果メモリ位置を指すポイン
タをＴＤＢに格納する。ステップ278で、使用に適した
係数サブセットを決定し（上記図４のステップ106と同
様）、ステップ280で、その係数サブセットを指すポイ
ンタをＴＤＢに格納する。ステップ282で、パリティ演
算ロジックにどのパリティ演算を実行すべきかを知らせ
るために、パリティ演算分類の指示をＴＤＢに格納す
る。これらの情報すべてがＴＤＢに格納されると、ステ
ップ284で、ＴＤＢ待ち行列に、要求ヘッダ及びこの新
たに追加されたＴＤＢを指すポインタを含むエントリを
追加する。従って、ＴＤＢの指示は、パリティ演算につ
いてのすべてのデータがメモリ202内で利用できるよう
になるまで、ＴＤＢ待ち行列に追加されず、これによっ
て、パリティ演算ロジックがメモリ202にアクセスし、
所望のときにいつでもパリティ演算を実行することが可
能になる。

【０１０３】ＴＤＢ待ち行列エントリが追加された後の
ある時点において、ステップ286で、ハードウェアロジ
ック205が要求された演算を実行する。演算が完了また
は失敗すると、ステップ288で、演算が首尾良く完了し
たか、それともエラーが発生したかを示す（上記ステッ
プ272において識別されるような）応答エントリを適切
な応答待ち行列に追加する。

【０１０４】図７の説明は、ＴＤＢエントリ（要求ヘッ
ダ及びＴＤＢポインタの両方）が同時にＴＤＢ待ち行列
に追加される（ステップ284）ことを述べている。代わ
りに、情報が利用可能な場合はＴＤＢ待ち行列内の要求
ヘッダを埋めても良く、この場合は、ステップ284で、
ＴＤＢポインタだけを待ち行列エントリに追加する（及
び本質的にＴＤＢ待ち行列エントリが完全に埋められた
ことをハードウェアロジック205に通知する）。

【０１０５】本発明について、主に異なるタイプのパリ
ティ演算を冗長ディスクドライブシステムにおいて実行
することに関連して説明したが、本発明は、代替的に他
の状況で使用することができる。例えば、本発明は、ハ
ードウェア加速メモリテストを実行するために使用する
ことも可能であり、この場合、検証のために書き込まれ
るべきメモリアドレスは、図６のフィールド254によっ
て識別され、図５のハードウェアロジック205がテスト
データを識別されたメモリアドレスに書き込み、そのメ
モリアドレスからデータを読み戻し、読み戻されたデー
タをポインタ256によって識別される位置に格納する。

【０１０６】別の例として、本発明は、コピー機能を実
行するために使用することができる。この場合、コピー
するデータはポインタ254によって識別され、得られる
コピーの位置はポインタ256によって識別され、ハード
ウェアロジック205がコピーを実行する。

【０１０７】さらに別の例において、本発明は、パター
ンマッチングを実行するために使用することもできる。
この場合、比較されるデータセグメントはポインタ254
によって識別され、ハードウェアロジック205が比較を
実行し、比較の結果（例えば、２つのデータセグメント
が一致するかどうかの指示）をポインタ256によって識
別される位置に書き込む。

【０１０８】さらに別の例として、本発明は、チェック
サム計算の実行に使用することもできる。この場合、チ
ェックサムが計算されるデータセグメントがポインタ25
4によって識別され、ハードウェアロジック205がチェッ
クサムを計算し、得られるチェックサム値をポインタ25
6によって識別される位置に書き込む。

【０１０９】本発明には例として以下の実施形態が含ま
れる。

【０１１０】１．冗長データ記憶システムにおいてパリ
ティ演算を実行するディスクコントローラ（200）であ
って、実行すべき前記パリティ演算についての情報をそ
れぞれ識別する複数のタスク記述ブロック（250）を格
納するメモリ（202）と、前記メモリ（202）に接続さ
れ、前記複数のタスク記述ブロック（250）のそれぞれ
にアクセスし、前記タスク記述ブロック（250）で識別
される情報に基づいて前記パリティ演算を実行するパリ
ティ演算ロジック（205）と、を備えるディスクコント
ローラ。

【０１１１】２．前記メモリ（202）は、それぞれが前
記複数のタスク記述ブロック（250）のうちの１つを識
別する複数のエントリを有するタスク記述ブロック待ち
行列（216）をさらに格納し、前記パリティ演算ロジッ
ク（205）は、前記複数のエントリのうちの１つによっ
て識別されるタスク記述ブロック（250）にアクセスす
ることによって、パリティ演算の実行に必要な情報を得
る、上記１に記載のディスクコントローラ（200）。

【０１１２】３．前記複数のタスク記述ブロック（25
0）はそれぞれ、対応するパリティ演算を実行するため
に必要な情報を格納し、前記情報には、前記パリティ演
算に関するディスクデータについて、前記メモリ（20
2）内の位置をそれぞれ識別する複数のディスクデータ
ポインタ（254）と、前記パリティ演算の結果を格納す
べき前記メモリ（202）内の位置を識別する出力ポイン
タ（256）と、前記パリティ演算に関するパリティ係数
が格納される前記メモリ（202）内の位置を識別する係
数ポインタ（258）と、実行すべき前記パリティ演算の
タイプの識別子（253）と、が含まれる、上記１に記載
のディスクコントローラ。

【０１１３】４．パリティ演算についての情報をメモリ
（202）に格納するステップ（272、２７４、276、280、
282）であって、前記パリティ演算は、冗長データ記憶
システムにおけるストライプについて少なくとも１つの
パリティセグメントを生成するか、または前記ストライ
プについて少なくとも１つのデータセグメントを再生成
するものである、ステップと、前記パリティ演算に必要
な前記情報がすべて前記メモリ（202）に格納された後
でのみ、パリティ演算ロジック（205）が前記情報を利
用できるようにするステップと、を含む方法。

【０１１４】５．前記格納ステップは、前記パリティ演
算についての前記情報を前記メモリ（202）に格納する
ステップと、前記情報を指すポインタを前記パリティ演
算に対応するタスク記述ブロック（250）に格納するス
テップと、を含む上記４に記載の方法。

【０１１５】６．前記格納ステップは、前記情報のメモ
リ位置識別子を前記パリティ演算に対応するタスク記述
ブロック（250）に格納するステップを含み、前記情報
を利用できるようにするステップは、前記タスク記述ブ
ロック（250）の識別子を、前記パリティ演算ロジック
（205）がアクセス可能なタスク記述ブロック待ち行列
（216）に追加するステップを含む、上記４に記載の方
法。

【０１１６】７．前記格納ステップは、前記メモリ（20
2）内にタスク記述ブロック（250）を生成するステップ
（270）を含み、該タスク記述ブロック（250）には、前
記パリティ演算に関するディスクデータの、前記メモリ
（202）内の位置をそれぞれ識別する複数のディスクデ
ータポインタ（254）と、前記パリティ演算の結果を格
納すべき前記メモリ（202）内の位置を識別する出力ポ
インタ（256）と、前記パリティ演算に関するパリティ
係数が格納される前記メモリ（202）内の位置を識別す
る係数ポインタ（258）と、実行すべき前記パリティ演
算のタイプの識別子（253）と、を含む、上記４に記載
の方法。

【０１１７】８．ハードウェア演算ロジック（205）が
情報を利用できるようにして、１つまたは複数のデータ
セグメントに基づいて演算を実行する方法であって、演
算に関する１つまたは複数のデータセグメントをそれぞ
れメモリ（202）内の別々の位置に格納するステップ
と、前記演算に対応するタスク記述ブロック（250）
に、前記メモリ（202）内の別々の位置それぞれへのポ
インタ（254）を格納するステップと、前記タスク記述
ブロック（250）に、前記演算の結果を格納すべき前記
メモリ（202）内の結果位置へのポインタ（256）を格納
するステップと、タスク記述ブロック待ち行列（216）
に、前記タスク記述ブロック（250）へのポインタ（25
2）を格納するステップと、を含む方法。

【０１１８】９．前記ハードウェア演算ロジック（20
5）が前記パリティ演算を実行し、前記方法は、前記メ
モリ（202）に異なる前記パリティ演算に使用される複
数の係数を格納するステップと、前記タスク記述ブロッ
ク（250）に、前記パリティ演算ロジック（205）が前記
パリティ演算に使用する複数の係数サブセットへのポイ
ンタ（258）を格納するステップと、をさらに含む、上
記８に記載の方法。

【０１１９】１０．前記ポインタ（258）を前記タスク
記述ブロック（250）に格納するステップは、前記メモ
リ（202）内の前記複数の異なる位置それぞれを指す前
記ポインタ（254）が前記タスク記述ブロック（250）に
格納された後でのみ、かつ前記結果位置を指す前記ポイ
ンタ（256）が前記タスク記述ブロック（250）に格納さ
れた後でのみ、前記タスク記述ブロック（250）を指す
前記ポインタを前記タスク記述ブロック待ち行列（21
6）に格納するステップを含む、上記８に記載の方法。

【図面の簡単な説明】

【図１】従来技術によるＮ＋１冗長グループ化を示すブ
ロック図である。

【図２】本発明の実施形態において使用されるＮ＋２冗
長グループ化を示すブロック図である。

【図３】本発明によるメモリテーブルのレイアウトを示
すブロック図である。

【図４】本発明の特定の実施形態によりパリティ演算を
実行する方法を示す図である。

【図５】本発明によるディスクコントローラの関連コン
ポーネントを示すブロック図である。

【図６】タスク記述ブロックの例示的な構造をさらに詳
細に示す図である。

【図７】本発明の特定の実施形態によるタスク記述ブロ
ックを使用する方法を示す図である。

【符号の説明】

200 ディスクコントローラ 202 メモリ 205 演算ロジック 216 タスク記述ブロック待ち行列 250 タスク記述ブロック 252 タスク記述ブロックポインタ 253 ヘッダ 254 ディスクデータポインタ 256 出力ポインタ 258 係数ポインタ及びデータ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者ロバート・エー・ラストアメリカ合衆国83704アイダホ州ボイジー、アラマー・ドライブ 5061 Ｆターム(参考） 5B001 AA02 AB03 AC01 AD03 AE02 5B065 BA01 EA03

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】冗長データ記憶システムにおいてパリテ
ィ演算を実行するディスクコントローラであって、実行すべき前記パリティ演算についての情報をそれぞれ
識別する複数のタスク記述ブロックを格納するメモリ
と、前記メモリに接続され、前記複数のタスク記述ブロック
のそれぞれにアクセスし、前記タスク記述ブロックで識
別される情報に基づいて前記パリティ演算を実行するパ
リティ演算ロジックと、を備えるディスクコントローラ。