JP2003186624A - ディスクアレイ装置及び同装置におけるデータ更新方法 - Google Patents
ディスクアレイ装置及び同装置におけるデータ更新方法Info
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
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- G—PHYSICS
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- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
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Abstract
(57)【要約】
【課題】論理アドレスタグブロックをストライプ単位で
まとめて読み出すことができるようにする。 【解決手段】制御装置１は、ディスクアレイ２に１デー
タストライプ分のデータブロックを書き込む際に、当該
１データストライプ分のデータブロック中の全論理ブロ
ックに対する論理アドレスを含む論理アドレスタグブロ
ックを生成する。制御装置１は、生成された論理アドレ
スタグブロックが、ディスクアレイ２上のデータ領域と
は別に当該ディスクアレイ２上に予め確保された論理ア
ドレスタグブロック領域中の、対応するデータストライ
プのディスクアレイ２上のストライプ位置で決まるブロ
ック位置に保存されるように制御する。
まとめて読み出すことができるようにする。 【解決手段】制御装置１は、ディスクアレイ２に１デー
タストライプ分のデータブロックを書き込む際に、当該
１データストライプ分のデータブロック中の全論理ブロ
ックに対する論理アドレスを含む論理アドレスタグブロ
ックを生成する。制御装置１は、生成された論理アドレ
スタグブロックが、ディスクアレイ２上のデータ領域と
は別に当該ディスクアレイ２上に予め確保された論理ア
ドレスタグブロック領域中の、対応するデータストライ
プのディスクアレイ２上のストライプ位置で決まるブロ
ック位置に保存されるように制御する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、複数のディスク装
置から構成されるディスクアレイを備え、ログ構造化フ
ァイルシステム（Log-Structured File System）を適用
するディスクアレイ装置に係り、特にディスクアレイに
対するストライプ単位でのデータ書き込み時に生成され
る論理アドレスタグブロックを当該ディスクアレイに書
き込むのに好適なディスクアレイ装置及び同装置におけ
るデータ更新方法に関する。
置から構成されるディスクアレイを備え、ログ構造化フ
ァイルシステム（Log-Structured File System）を適用
するディスクアレイ装置に係り、特にディスクアレイに
対するストライプ単位でのデータ書き込み時に生成され
る論理アドレスタグブロックを当該ディスクアレイに書
き込むのに好適なディスクアレイ装置及び同装置におけ
るデータ更新方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来からログ構造化ファイルシステムと
呼ばれるディスク記憶管理方法が知られている。ログ構
造化ファイルシステムについては、例えば以下の文
献、"The Design and Implementation of a Log-Struct
ured File System",Mendel Rosenblum and John K.Oust
erhout,ACM Transaction on Computer Systems,Februar
y 1992に詳細に記載されている。この文献に記載された
ログ構造化ファイルシステムを要約すると、更新後のデ
ータを、複数個まとめて有効なデータが格納されていな
い別の連続領域に書き込み、更新前に、当該データが格
納されていた古い領域を無効にする方法である。
呼ばれるディスク記憶管理方法が知られている。ログ構
造化ファイルシステムについては、例えば以下の文
献、"The Design and Implementation of a Log-Struct
ured File System",Mendel Rosenblum and John K.Oust
erhout,ACM Transaction on Computer Systems,Februar
y 1992に詳細に記載されている。この文献に記載された
ログ構造化ファイルシステムを要約すると、更新後のデ
ータを、複数個まとめて有効なデータが格納されていな
い別の連続領域に書き込み、更新前に、当該データが格
納されていた古い領域を無効にする方法である。
【０００３】また、米国特許第６，２１９，７５２号公
報及び米国特許第６，２３３，６４８号公報には、ログ
構造化ファイルシステムをディスクアレイ装置に適用し
た技術（以下、先行技術と称する）が開示されている。
この先行技術においては、ホストコンピュータからのア
クセス要求で指定された論理アドレス（ホストコンピュ
ータからみたディスクアレイ上のデータアドレス）を、
ディスクアレイにおける物理的なデータの位置を示す物
理アドレスに変換するにのにアドレス変換テーブルが用
いられる。このアドレス変換テーブルを構成するには、
ディスクアレイにまとめ書きするデータ（１ストライプ
分のデータ）に含まれている複数の論理ブロックの論理
アドレス（とタイムスタンプと）が設定された、論理ア
ドレスタグブロックと呼ばれ情報ブロックが必要とな
る。上記先行技術において、論理アドレスタグブロック
は、まとめ書きするデータの一部として、つまり１スト
ライプ分のデータの一部として取り扱われている。
報及び米国特許第６，２３３，６４８号公報には、ログ
構造化ファイルシステムをディスクアレイ装置に適用し
た技術（以下、先行技術と称する）が開示されている。
この先行技術においては、ホストコンピュータからのア
クセス要求で指定された論理アドレス（ホストコンピュ
ータからみたディスクアレイ上のデータアドレス）を、
ディスクアレイにおける物理的なデータの位置を示す物
理アドレスに変換するにのにアドレス変換テーブルが用
いられる。このアドレス変換テーブルを構成するには、
ディスクアレイにまとめ書きするデータ（１ストライプ
分のデータ）に含まれている複数の論理ブロックの論理
アドレス（とタイムスタンプと）が設定された、論理ア
ドレスタグブロックと呼ばれ情報ブロックが必要とな
る。上記先行技術において、論理アドレスタグブロック
は、まとめ書きするデータの一部として、つまり１スト
ライプ分のデータの一部として取り扱われている。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】上記したように、ログ
構造化ファイルシステムを適用した従来のディスクアレ
イ装置では、アドレス変換テーブルを構成するために必
要な論理アドレスタグブロックをまとめ書きするデータ
の一部としている。このため従来のディスクアレイ装置
においては、アドレス変換テーブルを再構成するのに必
要な論理アドレスタグブロックを取得するのに、ディス
クアレイから全てのストライプのデータを読み込まなけ
ればならず、多くの処理時間を必要とする。更に従来の
ディスクアレイ装置においては、物理的に連続した複数
のデータブロックの読み込み要求に対し、その要求され
た複数のデータブロックの途中に論理アドレスタグブロ
ックがあるため、性能劣化の原因となる。
構造化ファイルシステムを適用した従来のディスクアレ
イ装置では、アドレス変換テーブルを構成するために必
要な論理アドレスタグブロックをまとめ書きするデータ
の一部としている。このため従来のディスクアレイ装置
においては、アドレス変換テーブルを再構成するのに必
要な論理アドレスタグブロックを取得するのに、ディス
クアレイから全てのストライプのデータを読み込まなけ
ればならず、多くの処理時間を必要とする。更に従来の
ディスクアレイ装置においては、物理的に連続した複数
のデータブロックの読み込み要求に対し、その要求され
た複数のデータブロックの途中に論理アドレスタグブロ
ックがあるため、性能劣化の原因となる。
【０００５】本発明は上記事情を考慮してなされたもの
でその目的は、論理アドレスタグブロックをストライプ
単位でまとめて読み出すことができるディスクアレイ装
置及び同装置におけるデータ更新方法を提供することに
ある。
でその目的は、論理アドレスタグブロックをストライプ
単位でまとめて読み出すことができるディスクアレイ装
置及び同装置におけるデータ更新方法を提供することに
ある。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明の１つの観点によ
れば、複数のディスク装置から構成されるディスクアレ
イを備え、ホストコンピュータからの書き込み要求の指
定するデータをブロック単位に分割して書き込みバッフ
ァに詰めて蓄積し、当該バッファに１データストライプ
分の論理ブロック数のデータが蓄積された段階で、その
１データストライプ分の論理ブロックを含む１データス
トライプ分のデータブロックが、上記ディスクアレイ内
の複数のディスク装置上の更新されるべきデータを保持
している領域とは別の空き領域内の物理的に連続する論
理アドレスタグブロック領域に書き込まれるディスクア
レイ装置が提供される。
れば、複数のディスク装置から構成されるディスクアレ
イを備え、ホストコンピュータからの書き込み要求の指
定するデータをブロック単位に分割して書き込みバッフ
ァに詰めて蓄積し、当該バッファに１データストライプ
分の論理ブロック数のデータが蓄積された段階で、その
１データストライプ分の論理ブロックを含む１データス
トライプ分のデータブロックが、上記ディスクアレイ内
の複数のディスク装置上の更新されるべきデータを保持
している領域とは別の空き領域内の物理的に連続する論
理アドレスタグブロック領域に書き込まれるディスクア
レイ装置が提供される。
【０００７】このディスクアレイ装置は、上記ディスク
アレイに書き込まれる１データストライプ分のデータブ
ロック中の全論理ブロックに対する論理アドレスを含む
論理アドレスタグブロックを生成する手段と、この論理
アドレスタグブロック生成手段により生成された論理ア
ドレスタグブロックを、データストライプが格納される
上記ディスクアレイ上のデータ領域とは別に当該ディス
クアレイ上に予め確保された論理アドレスタグブロック
領域中の、対応するデータストライプのディスクアレイ
上のストライプ位置で決まる論理アドレスタグブロック
領域に保存する手段とを備えている。
アレイに書き込まれる１データストライプ分のデータブ
ロック中の全論理ブロックに対する論理アドレスを含む
論理アドレスタグブロックを生成する手段と、この論理
アドレスタグブロック生成手段により生成された論理ア
ドレスタグブロックを、データストライプが格納される
上記ディスクアレイ上のデータ領域とは別に当該ディス
クアレイ上に予め確保された論理アドレスタグブロック
領域中の、対応するデータストライプのディスクアレイ
上のストライプ位置で決まる論理アドレスタグブロック
領域に保存する手段とを備えている。
【０００８】このような構成のディスクアレイ装置によ
れば、論理アドレスタグブロックをストライプ（データ
ストライプ）から切り離して、ディスクアレイ上に確保
された論理アドレスタグブロック専用の領域における、
当該データストライプで決まる論理アドレスタグストラ
イプ中の対応する論理アドレスタグブロック領域に保存
することにより、ディスクアレイに保存された論理アド
レスタグブロックをストライプ単位でまとめて読み出す
ことができる。このため、論理アドレスタグブロックの
読み出しを必要とするアドレス変換テーブル再構成処理
を短時間で実行することができる。また、従来とは異な
って、データストライプ内に論理アドレスタグブロック
を含まず、したがって物理的に連続した複数のデータブ
ロックの読み込み要求に対し、その要求された複数のデ
ータブロックの途中に論理アドレスタグブロックが存在
しないため、読み込み性能が向上する。
れば、論理アドレスタグブロックをストライプ（データ
ストライプ）から切り離して、ディスクアレイ上に確保
された論理アドレスタグブロック専用の領域における、
当該データストライプで決まる論理アドレスタグストラ
イプ中の対応する論理アドレスタグブロック領域に保存
することにより、ディスクアレイに保存された論理アド
レスタグブロックをストライプ単位でまとめて読み出す
ことができる。このため、論理アドレスタグブロックの
読み出しを必要とするアドレス変換テーブル再構成処理
を短時間で実行することができる。また、従来とは異な
って、データストライプ内に論理アドレスタグブロック
を含まず、したがって物理的に連続した複数のデータブ
ロックの読み込み要求に対し、その要求された複数のデ
ータブロックの途中に論理アドレスタグブロックが存在
しないため、読み込み性能が向上する。
【０００９】ここで、上記論理アドレスタグブロック生
成手段により生成された論理アドレスタグブロックを蓄
積しておくための論理アドレスタグブロックバッファを
設け、ディスクアレイの上記論理アドレスタグブロック
領域への書き込み（保存）も、データ領域へのデータス
トライプの書き込みと同様に、当該論理アドレスタグブ
ロックバッファに１ストライプ（論理アドレスタグスト
ライプ）分が溜まった段階でまとめて書き込む構成とす
るならば、ディスクアレイへの多数の論理アドレスタグ
ブロックの書き込みが１回にまとめられるので、ディス
ク書き込み性能が大きく向上する。但し、データストラ
イプに対応する論理アドレスタグブロックの書き込み先
は、データストライプを構成する論理ブロックの書き込
み先と異なって、当該データストライプの物理位置に固
有のブロック位置であるため、ディスクアレイ上で物理
的に連続するデータストライプに対応する１論理アドレ
スタグストライプ分の論理アドレスタグブロックが論理
アドレスタグブロックバッファに溜まった段階で上述の
まとめ書きを行う必要がある。
成手段により生成された論理アドレスタグブロックを蓄
積しておくための論理アドレスタグブロックバッファを
設け、ディスクアレイの上記論理アドレスタグブロック
領域への書き込み（保存）も、データ領域へのデータス
トライプの書き込みと同様に、当該論理アドレスタグブ
ロックバッファに１ストライプ（論理アドレスタグスト
ライプ）分が溜まった段階でまとめて書き込む構成とす
るならば、ディスクアレイへの多数の論理アドレスタグ
ブロックの書き込みが１回にまとめられるので、ディス
ク書き込み性能が大きく向上する。但し、データストラ
イプに対応する論理アドレスタグブロックの書き込み先
は、データストライプを構成する論理ブロックの書き込
み先と異なって、当該データストライプの物理位置に固
有のブロック位置であるため、ディスクアレイ上で物理
的に連続するデータストライプに対応する１論理アドレ
スタグストライプ分の論理アドレスタグブロックが論理
アドレスタグブロックバッファに溜まった段階で上述の
まとめ書きを行う必要がある。
【００１０】なお、以上のディスクアレイ装置に係る本
発明は、ディスクアレイを制御する制御装置（ディスク
アレイコントローラ）に係る発明としても、ディスクア
レイ装置におけるデータ更新方法に係る発明としても成
立する。
発明は、ディスクアレイを制御する制御装置（ディスク
アレイコントローラ）に係る発明としても、ディスクア
レイ装置におけるデータ更新方法に係る発明としても成
立する。
【００１１】また、本発明は、コンピュータに当該発明
に相当する手順を実行させるためのプログラムに係る発
明としても成立する。
に相当する手順を実行させるためのプログラムに係る発
明としても成立する。
【００１２】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につき
図面を参照して説明する。図１は本発明の一実施形態に
係るディスクアレイ装置を備えたコンピュータシステム
の構成を示すブロック図である。
図面を参照して説明する。図１は本発明の一実施形態に
係るディスクアレイ装置を備えたコンピュータシステム
の構成を示すブロック図である。
【００１３】図１において、ディスクアレイ装置は、制
御装置１と、当該制御装置１に接続されたディスクアレ
イ２と、当該制御装置１に接続された不揮発性メモリ３
とから構成される。ディスクアレイ２は、複数のディス
ク装置、例えば図では４台のディスク装置２１，２２，
２３，２４から構成される。
御装置１と、当該制御装置１に接続されたディスクアレ
イ２と、当該制御装置１に接続された不揮発性メモリ３
とから構成される。ディスクアレイ２は、複数のディス
ク装置、例えば図では４台のディスク装置２１，２２，
２３，２４から構成される。
【００１４】制御装置１は、ディスクアレイ２を制御す
るコントローラ（ディスクアレイコントローラ）であ
り、ホストコンピュータ１０と接続されている。ディス
クアレイ２は、ホストコンピュータ１０からは１つの論
理的なディスク装置としてみえる。ホストコンピュータ
１０と制御装置１とのインターフェースには、例えばＳ
ＣＳＩ（Small Computer System Interface）、或いは
ＰＣＩバス（PeripheralComponent Interconnect Bus）
等が適用可能である。
るコントローラ（ディスクアレイコントローラ）であ
り、ホストコンピュータ１０と接続されている。ディス
クアレイ２は、ホストコンピュータ１０からは１つの論
理的なディスク装置としてみえる。ホストコンピュータ
１０と制御装置１とのインターフェースには、例えばＳ
ＣＳＩ（Small Computer System Interface）、或いは
ＰＣＩバス（PeripheralComponent Interconnect Bus）
等が適用可能である。
【００１５】なお、本実施形態では、図１に示す構成を
中心として説明するが、当該技術分野に属する熟練者に
とって、それらの詳しい細部の説明がなくても、図１に
示す構成から派生する他のコンピュータシステムの構成
であっても、本発明を実施できることは明らかである。
例えば、制御装置１を実現するのに、特開２０００−１
０７３８号公報の第２５頁段落［００４２］〜［００４
５］に記載されたディスクアレイコントローラの実現方
法を適用することも可能である。
中心として説明するが、当該技術分野に属する熟練者に
とって、それらの詳しい細部の説明がなくても、図１に
示す構成から派生する他のコンピュータシステムの構成
であっても、本発明を実施できることは明らかである。
例えば、制御装置１を実現するのに、特開２０００−１
０７３８号公報の第２５頁段落［００４２］〜［００４
５］に記載されたディスクアレイコントローラの実現方
法を適用することも可能である。
【００１６】ここで、図１の構成の詳細な説明の前に、
本実施形態の説明で用いる用語について説明する。 ａ）論理ブロック 論理ブロックとは、ホストコンピュータ１０からみたデ
ータブロック、更に詳細に述べるならば、ホストコンピ
ュータ１０からみたディスクアレイ２における論理的な
ディスク領域上のデータブロックを示す。 ｂ）物理ブロック 物理ブロックとは、ディスクアレイ２上の物理的なブロ
ック、更に詳細に述べるならば、ディスクアレイ２にお
ける物理的なディスク領域上のデータブロックを示す。
データブロック（論理ブロック、物理ブロック）のサイ
ズは予め定められており、一定である。
本実施形態の説明で用いる用語について説明する。 ａ）論理ブロック 論理ブロックとは、ホストコンピュータ１０からみたデ
ータブロック、更に詳細に述べるならば、ホストコンピ
ュータ１０からみたディスクアレイ２における論理的な
ディスク領域上のデータブロックを示す。 ｂ）物理ブロック 物理ブロックとは、ディスクアレイ２上の物理的なブロ
ック、更に詳細に述べるならば、ディスクアレイ２にお
ける物理的なディスク領域上のデータブロックを示す。
データブロック（論理ブロック、物理ブロック）のサイ
ズは予め定められており、一定である。
【００１７】ｃ）論理アドレス
論理アドレスとは、ホストコンピュータ１０からみたデ
ィスクアレイ（ディスク装置）２上のデータアドレスを
示す。ここでは、論理アドレスは、ディスクアレイ２に
おける論理的なディスク領域上のデータブロックの位
置、つまり論理ブロックの位置を示す論理ブロックアド
レスとして用いられる。
ィスクアレイ（ディスク装置）２上のデータアドレスを
示す。ここでは、論理アドレスは、ディスクアレイ２に
おける論理的なディスク領域上のデータブロックの位
置、つまり論理ブロックの位置を示す論理ブロックアド
レスとして用いられる。
【００１８】ｄ）物理アドレス
物理アドレスとは、ディスクアレイ２上のデータ（デー
タブロック）の物理的位置を示すために使用する。ここ
では、物理アドレスは、ディスクアレイ２（を構成する
ディスク装置）上のデータブロックの物理的位置、つま
り物理ブロックの位置を示す物理ブロックアドレスであ
り、後述する物理ストライプ番号と物理ブロック番号と
から構成される。
タブロック）の物理的位置を示すために使用する。ここ
では、物理アドレスは、ディスクアレイ２（を構成する
ディスク装置）上のデータブロックの物理的位置、つま
り物理ブロックの位置を示す物理ブロックアドレスであ
り、後述する物理ストライプ番号と物理ブロック番号と
から構成される。
【００１９】ｅ）論理アドレスタグ
論理アドレスタグとは、各論理ブロックに対する論理ア
ドレスとタイムスタンプからなる情報群を示す。 ｆ）パリティブロック パリティブロックとは、複数の論理ブロックに対応する
冗長データを格納するためのデータブロックを意味す
る。 ｇ）論理アドレスタグブロック 論理アドレスタグブロックとは、論理アドレスタグから
ならデータブロックを意味する。
ドレスとタイムスタンプからなる情報群を示す。 ｆ）パリティブロック パリティブロックとは、複数の論理ブロックに対応する
冗長データを格納するためのデータブロックを意味す
る。 ｇ）論理アドレスタグブロック 論理アドレスタグブロックとは、論理アドレスタグから
ならデータブロックを意味する。
【００２０】ｈ）論理ブロック番号
論理ブロック番号とは、ホストコンピュータからみたデ
ィスクアレイ２上のデータブロックの番号を示す。 ｉ）物理ブロック番号 物理ブロック番号とは、ディスクアレイ２上の後述する
物理ストライプ内のデータブロックの相対位置を示す番
号であり、ディスクアレイ２を構成するディスク装置に
固有の番号である。
ィスクアレイ２上のデータブロックの番号を示す。 ｉ）物理ブロック番号 物理ブロック番号とは、ディスクアレイ２上の後述する
物理ストライプ内のデータブロックの相対位置を示す番
号であり、ディスクアレイ２を構成するディスク装置に
固有の番号である。
【００２１】不揮発性メモリ３には、書き込みバッファ
３１、アドレス変換テーブル３２、タイムスタンプ３
３、書き込みバッファ管理テーブル３４、論理アドレス
タグブロックバッファ３５、論理アドレスタグブロック
バッファ管理テーブル３６、及びパリティキャッシュ３
７が配置される。なお、ホストコンピュータ１０とディ
スクアレイ装置との間で入出力されるデータを一時保持
するのに用いられるデータキャッシュについては省略さ
れている。
３１、アドレス変換テーブル３２、タイムスタンプ３
３、書き込みバッファ管理テーブル３４、論理アドレス
タグブロックバッファ３５、論理アドレスタグブロック
バッファ管理テーブル３６、及びパリティキャッシュ３
７が配置される。なお、ホストコンピュータ１０とディ
スクアレイ装置との間で入出力されるデータを一時保持
するのに用いられるデータキャッシュについては省略さ
れている。
【００２２】書き込みバッファ３１は、ディスクアレイ
２に書き込むデータをログ構造化して保持するのに用い
られる。アドレス変換テーブル３２は、ホストコンピュ
ータ１０からみたディスクアレイ（ディスク装置）２上
のデータアドレス（データブロックアドレス）、つまり
論理アドレス（論理ブロックアドレス）を、ディスクア
レイ２における物理的なデータ（データブロック）の位
置を示すアドレス、つまり物理アドレス（物理ブロック
アドレス）に変換するのに用いられる変換マップであ
る。タイムスタンプ３３は、書き込みの時間的順序を維
持するのに用いられる。書き込みバッファ管理テーブル
３４は、書き込みバッファ３１内の空き領域の情報及び
当該バッファ３１に保持されている書き込データの論理
アドレスの情報を保持するのに用いられる。
２に書き込むデータをログ構造化して保持するのに用い
られる。アドレス変換テーブル３２は、ホストコンピュ
ータ１０からみたディスクアレイ（ディスク装置）２上
のデータアドレス（データブロックアドレス）、つまり
論理アドレス（論理ブロックアドレス）を、ディスクア
レイ２における物理的なデータ（データブロック）の位
置を示すアドレス、つまり物理アドレス（物理ブロック
アドレス）に変換するのに用いられる変換マップであ
る。タイムスタンプ３３は、書き込みの時間的順序を維
持するのに用いられる。書き込みバッファ管理テーブル
３４は、書き込みバッファ３１内の空き領域の情報及び
当該バッファ３１に保持されている書き込データの論理
アドレスの情報を保持するのに用いられる。
【００２３】論理アドレスタグブロックバッファ３５
は、ディスクアレイ２に書き込む論理アドレスタグブロ
ックをログ構造化して保持するのに用いられる。論理ア
ドレスタグブロックバッファ管理テーブル３６は、論理
アドレスタグブロックバッファ３５内の空き領域の情報
及び当該バッファ３５に保持されている論理アドレスタ
グブロックに対応する物理ストライプの情報（物理スト
ライプ番号）を保持するのに用いられる。パリティキャ
ッシュ３７は、ディスクアレイ２にパリティデータを含
む後述する１論理アドレスタグストライプ分のデータを
書き込む際に、当該パリティデータを一時保持するのに
用いられる。
は、ディスクアレイ２に書き込む論理アドレスタグブロ
ックをログ構造化して保持するのに用いられる。論理ア
ドレスタグブロックバッファ管理テーブル３６は、論理
アドレスタグブロックバッファ３５内の空き領域の情報
及び当該バッファ３５に保持されている論理アドレスタ
グブロックに対応する物理ストライプの情報（物理スト
ライプ番号）を保持するのに用いられる。パリティキャ
ッシュ３７は、ディスクアレイ２にパリティデータを含
む後述する１論理アドレスタグストライプ分のデータを
書き込む際に、当該パリティデータを一時保持するのに
用いられる。
【００２４】制御装置１は、ＲＯＭ等の記憶装置（図示
せず）に予め格納されている制御プログラムに従ってデ
ィスクアレイ２へのアクセス等を制御すると共に、不揮
発性メモリ３上の書き込みバッファ３１、アドレス変換
テーブル３２、タイムスタンプ３３、書き込みバッファ
管理テーブル３４、論理アドレスタグブロックバッファ
３５、論理アドレスタグブロックバッファ管理テーブル
３６、及びパリティキャッシュ３７を管理する。
せず）に予め格納されている制御プログラムに従ってデ
ィスクアレイ２へのアクセス等を制御すると共に、不揮
発性メモリ３上の書き込みバッファ３１、アドレス変換
テーブル３２、タイムスタンプ３３、書き込みバッファ
管理テーブル３４、論理アドレスタグブロックバッファ
３５、論理アドレスタグブロックバッファ管理テーブル
３６、及びパリティキャッシュ３７を管理する。
【００２５】図２は、不揮発性メモリ３上に配置される
書き込みバッファ３１と書き込みバッファ管理テーブル
３４との関係の一例を示す。制御装置１はホストコンピ
ュータ１０から要求された書き込みデータを、ディスク
アレイ２に対して即書き込まずに、ブロック（論理ブロ
ック）単位に分割して書き込みバッファ３１に順番に詰
めて（ログ形式に）格納していく。このとき制御装置１
は、書き込みデータを構成する論理ブロックを指定する
論理アドレスを、当該論理ブロックが格納された書き込
みバッファ３１内の領域（ブロック領域）に対応する、
書き込みバッファ管理テーブル３４内のエントリに保存
する。このエントリ（のエントリ番号）をｉとすると、
そのエントリｉには、対応するバッファ３１内のブロッ
ク領域Ｂｉに有効なデータが格納されているか否か（つ
まり当該ブロック領域が空き領域であるか）を示すフラ
グフィールドが設けられている。バッファ３１内の空き
のブロック領域に対応する、バッファ管理テーブル３４
内のエントリには、その旨を示すフラグ“Ｕ”が設定さ
れている。
書き込みバッファ３１と書き込みバッファ管理テーブル
３４との関係の一例を示す。制御装置１はホストコンピ
ュータ１０から要求された書き込みデータを、ディスク
アレイ２に対して即書き込まずに、ブロック（論理ブロ
ック）単位に分割して書き込みバッファ３１に順番に詰
めて（ログ形式に）格納していく。このとき制御装置１
は、書き込みデータを構成する論理ブロックを指定する
論理アドレスを、当該論理ブロックが格納された書き込
みバッファ３１内の領域（ブロック領域）に対応する、
書き込みバッファ管理テーブル３４内のエントリに保存
する。このエントリ（のエントリ番号）をｉとすると、
そのエントリｉには、対応するバッファ３１内のブロッ
ク領域Ｂｉに有効なデータが格納されているか否か（つ
まり当該ブロック領域が空き領域であるか）を示すフラ
グフィールドが設けられている。バッファ３１内の空き
のブロック領域に対応する、バッファ管理テーブル３４
内のエントリには、その旨を示すフラグ“Ｕ”が設定さ
れている。
【００２６】制御装置１は、バッファ管理テーブル３４
内のエントリｉに論理アドレスを保存した場合、当該エ
ントリｉ中のフラグフィールドに、対応する書き込みバ
ッファ３１内のブロック領域Ｂｉにデータが格納されて
いることを示すフラグ“Ｆ”を設定する。したがって、
バッファ管理テーブル３４を参照することにより、ホス
トコンピュータ１０から受け取った書き込みデータを格
納すべき次のブロック領域を決めることができる。
内のエントリｉに論理アドレスを保存した場合、当該エ
ントリｉ中のフラグフィールドに、対応する書き込みバ
ッファ３１内のブロック領域Ｂｉにデータが格納されて
いることを示すフラグ“Ｆ”を設定する。したがって、
バッファ管理テーブル３４を参照することにより、ホス
トコンピュータ１０から受け取った書き込みデータを格
納すべき次のブロック領域を決めることができる。
【００２７】図２に示す例では、書き込みバッファ３１
内のブロック領域Ｂ０〜Ｂ１５のうちのＢ７まで書き込
みデータが格納されており、ブロック領域Ｂ０，Ｂ１，
…，Ｂ７に格納されている論理ブロックの論理アドレス
がそれぞれＬ１２３，Ｌ９９，…，Ｌ１であることを表
わしている。なお、図２に示す書き込みバッファ３１
は、ディスクアレイ２を、パリティデータの生成が不要
なＲＡＩＤ０，ＲＡＩＤ１，ＲＡＩＤ１０などのＲＡＩ
Ｄレベルで用いる場合を示している。
内のブロック領域Ｂ０〜Ｂ１５のうちのＢ７まで書き込
みデータが格納されており、ブロック領域Ｂ０，Ｂ１，
…，Ｂ７に格納されている論理ブロックの論理アドレス
がそれぞれＬ１２３，Ｌ９９，…，Ｌ１であることを表
わしている。なお、図２に示す書き込みバッファ３１
は、ディスクアレイ２を、パリティデータの生成が不要
なＲＡＩＤ０，ＲＡＩＤ１，ＲＡＩＤ１０などのＲＡＩ
Ｄレベルで用いる場合を示している。
【００２８】ディスクアレイ２を構成する各ディスク装
置２１〜２４は、それぞれデータブロックのサイズ（ブ
ロックサイズ）の整数倍（ここでは、Ｋ倍とする、但し
Ｋは１以上の整数）であるストライプユニットと呼ばれ
る予め決められた単位（Ｋブロック単位）で書き込みを
行う。このとき、ディスク装置２１〜２４の物理的に同
じ位置のストライプユニットは、１つの物理ストライプ
を構成するストライプユニットとして、同じタイミング
で書き込みが行われる。
置２１〜２４は、それぞれデータブロックのサイズ（ブ
ロックサイズ）の整数倍（ここでは、Ｋ倍とする、但し
Ｋは１以上の整数）であるストライプユニットと呼ばれ
る予め決められた単位（Ｋブロック単位）で書き込みを
行う。このとき、ディスク装置２１〜２４の物理的に同
じ位置のストライプユニットは、１つの物理ストライプ
を構成するストライプユニットとして、同じタイミング
で書き込みが行われる。
【００２９】明らかなように、１ストライプ（物理スト
ライプ）を構成するデータブロック（つまり１ストライ
プ分のデータブロック）の数は、ディスクアレイ２を構
成するディスク装置の台数Ｎ×１ストライプユニットの
データブロック数Ｋ、つまりＮ×Ｋで表される。また、
１ストライプに含まれる論理ブロック（つまり１ストラ
イプ分の論理ブロック）の数は、ディスクアレイ２を、
パリティデータの生成が不要なＲＡＩＤ０，ＲＡＩＤ
１，ＲＡＩＤ１０などのＲＡＩＤレベルで用いる場合に
は、Ｎ×Ｋとなり、パリティデータの生成が必要なＲＡ
ＩＤ４，ＲＡＩＤ５，ＲＡＩＤ５０などのＲＡＩＤレベ
ルで用いる場合には、（Ｎ−１）×Ｋとなる。なお、ス
トライプユニットのサイズ（ブロック数）は、ディスク
装置に対するアクセス効率を考慮すると、当該ディスク
装置の１トラック長に近いサイズがよい。
ライプ）を構成するデータブロック（つまり１ストライ
プ分のデータブロック）の数は、ディスクアレイ２を構
成するディスク装置の台数Ｎ×１ストライプユニットの
データブロック数Ｋ、つまりＮ×Ｋで表される。また、
１ストライプに含まれる論理ブロック（つまり１ストラ
イプ分の論理ブロック）の数は、ディスクアレイ２を、
パリティデータの生成が不要なＲＡＩＤ０，ＲＡＩＤ
１，ＲＡＩＤ１０などのＲＡＩＤレベルで用いる場合に
は、Ｎ×Ｋとなり、パリティデータの生成が必要なＲＡ
ＩＤ４，ＲＡＩＤ５，ＲＡＩＤ５０などのＲＡＩＤレベ
ルで用いる場合には、（Ｎ−１）×Ｋとなる。なお、ス
トライプユニットのサイズ（ブロック数）は、ディスク
装置に対するアクセス効率を考慮すると、当該ディスク
装置の１トラック長に近いサイズがよい。
【００３０】書き込みバッファ３１のブロック領域の数
は、１ストライプに含まれる論理ブロック数だけ必要と
なる。したがって、ディスクアレイ２を構成するディス
ク装置の数がディスク装置２１〜２４の４つである本実
施形態では、１ストライプユニットのデータブロック数
Ｋ＝４であるとすると、書き込みバッファ３１のブロッ
ク領域の数は、ディスクアレイ２をパリティデータの生
成が不要なＲＡＩＤレベルで用いるならば、Ｎ×Ｋ＝４
×４＝１６、即ち１ストライプ分のデータブロック数と
なる。明らかなように、図２中の書き込みバッファ３１
は、この例を示している。これに対し、ディスクアレイ
２をパリティデータの生成が必要なＲＡＩＤレベルで用
いる場合、書き込みバッファ３１のブロック領域の数
は、パリティデータを構成するブロック（パリティブロ
ック）の数（Ｋ＝４）だけ少ない（Ｎ−１）×Ｋ＝３×
４＝１２でよい。ここでは、説明を簡略化するために、
ディスクアレイ２がＲＡＩＤ４の冗長化ディスク構成を
適用しており、ディスク装置２１〜２４のうちの特定の
１台、例えばディスク装置２４がパリティデータを格納
するパリティ用ディスク装置として割り当てられている
ものとする。
は、１ストライプに含まれる論理ブロック数だけ必要と
なる。したがって、ディスクアレイ２を構成するディス
ク装置の数がディスク装置２１〜２４の４つである本実
施形態では、１ストライプユニットのデータブロック数
Ｋ＝４であるとすると、書き込みバッファ３１のブロッ
ク領域の数は、ディスクアレイ２をパリティデータの生
成が不要なＲＡＩＤレベルで用いるならば、Ｎ×Ｋ＝４
×４＝１６、即ち１ストライプ分のデータブロック数と
なる。明らかなように、図２中の書き込みバッファ３１
は、この例を示している。これに対し、ディスクアレイ
２をパリティデータの生成が必要なＲＡＩＤレベルで用
いる場合、書き込みバッファ３１のブロック領域の数
は、パリティデータを構成するブロック（パリティブロ
ック）の数（Ｋ＝４）だけ少ない（Ｎ−１）×Ｋ＝３×
４＝１２でよい。ここでは、説明を簡略化するために、
ディスクアレイ２がＲＡＩＤ４の冗長化ディスク構成を
適用しており、ディスク装置２１〜２４のうちの特定の
１台、例えばディスク装置２４がパリティデータを格納
するパリティ用ディスク装置として割り当てられている
ものとする。
【００３１】さて本実施形態では、ホストコンピュータ
１０に対しては、ディスクアレイ２を構成するディスク
装置２１〜２４の実際の記憶容量を合わせた全記憶容量
よりも少ない記憶容量のディスクアレイ２として見せて
いる。そのため、ホストコンピュータ１０が最初にディ
スクアレイ装置内の制御装置１に対して記憶容量を問い
合わせてきたとき、制御装置１はその返答として少ない
記憶容量を返す。したがってディスクアレイ２には、ホ
ストコンピュータ１０から論理的に読み書きできる記憶
領域の他に余分な記憶領域が確保されることになる。こ
の領域を空き領域と呼ぶことにする。つまり本実施形態
では、ホストコンピュータ１０から論理的に読み書きで
きる記憶領域を全て使用している場合でも、必ずディス
クアレイ２上に空き領域が確保できる。但し、ディスク
アレイ２における空き領域の物理的な位置は固定ではな
い。また、ホストコンピュータ１０が使用している論理
的な領域が少ない場合、空き領域の記憶容量は上記余分
な記憶領域の記憶容量より大きくなる。
１０に対しては、ディスクアレイ２を構成するディスク
装置２１〜２４の実際の記憶容量を合わせた全記憶容量
よりも少ない記憶容量のディスクアレイ２として見せて
いる。そのため、ホストコンピュータ１０が最初にディ
スクアレイ装置内の制御装置１に対して記憶容量を問い
合わせてきたとき、制御装置１はその返答として少ない
記憶容量を返す。したがってディスクアレイ２には、ホ
ストコンピュータ１０から論理的に読み書きできる記憶
領域の他に余分な記憶領域が確保されることになる。こ
の領域を空き領域と呼ぶことにする。つまり本実施形態
では、ホストコンピュータ１０から論理的に読み書きで
きる記憶領域を全て使用している場合でも、必ずディス
クアレイ２上に空き領域が確保できる。但し、ディスク
アレイ２における空き領域の物理的な位置は固定ではな
い。また、ホストコンピュータ１０が使用している論理
的な領域が少ない場合、空き領域の記憶容量は上記余分
な記憶領域の記憶容量より大きくなる。
【００３２】不揮発性メモリ３上に格納されるタイムス
タンプ３３は、ホストコンピュータ１０からの書き込み
データが１ストライプ単位で実際にディスクアレイ２に
書き込まれる際に当該ストライプに付加される情報であ
り、ディスクアレイ２内でのデータ書き込み順序を判定
するのに用いられる。そのためタイムスタンプ３３の値
は、書き込みバッファ３１のデータがディスク装置２に
書き込まれる毎に例えば１インクリメントされる。この
ストライプ上のタイムスタンプを見ることにより、その
書き込みデータが新しいデータであるか、古いデータで
あるかが判定できる。
タンプ３３は、ホストコンピュータ１０からの書き込み
データが１ストライプ単位で実際にディスクアレイ２に
書き込まれる際に当該ストライプに付加される情報であ
り、ディスクアレイ２内でのデータ書き込み順序を判定
するのに用いられる。そのためタイムスタンプ３３の値
は、書き込みバッファ３１のデータがディスク装置２に
書き込まれる毎に例えば１インクリメントされる。この
ストライプ上のタイムスタンプを見ることにより、その
書き込みデータが新しいデータであるか、古いデータで
あるかが判定できる。
【００３３】次に、図１に示すディスクアレイ装置の動
作を説明する。まず、ディスクアレイ装置の書き込み動
作について説明する。今、ディスクアレイ装置内の制御
装置１が、ホストコンピュータ１０からの書き込み（更
新）要求に応じて、当該ホストコンピュータ１０から書
き込むべきデータと当該データの開始位置の論理アドレ
ス及び論当該データのサイズ（データブロックのサイズ
の整数倍）を受け取ったものとする。すると、制御装置
１は、ホストコンピュータ１０から受け取った書き込み
データ（更新データ）を、不揮発性メモリ３上の書き込
みバッファ３１の空き領域に、ブロック単位に分割して
詰めて格納する。また、制御装置１は、受け取った論理
アドレスを、当該論理アドレスとサイズとから、ブロッ
ク毎の論理アドレス（論理ブロックアドレス）に変換し
て、書き込みバッファ管理テーブル３４内の対応するエ
ントリに格納する。なお、既に書き込みバッファ３１に
格納されているデータに対する更新データの書き込みの
場合には、制御装置１は書き込みバッファ３１の空き領
域に詰めて格納するのではなく、直接書き込みバッファ
３１内の旧データを変更する。書き込みバッファ３１に
格納されているデータに対する更新データの書き込みで
あるか否かは、書き込みバッファ管理テーブル３４内
に、対応する論理ブロックアドレスが設定されていて、
且つフラグが“Ｆ”のエントリが存在するか否かにより
判定可能である。
作を説明する。まず、ディスクアレイ装置の書き込み動
作について説明する。今、ディスクアレイ装置内の制御
装置１が、ホストコンピュータ１０からの書き込み（更
新）要求に応じて、当該ホストコンピュータ１０から書
き込むべきデータと当該データの開始位置の論理アドレ
ス及び論当該データのサイズ（データブロックのサイズ
の整数倍）を受け取ったものとする。すると、制御装置
１は、ホストコンピュータ１０から受け取った書き込み
データ（更新データ）を、不揮発性メモリ３上の書き込
みバッファ３１の空き領域に、ブロック単位に分割して
詰めて格納する。また、制御装置１は、受け取った論理
アドレスを、当該論理アドレスとサイズとから、ブロッ
ク毎の論理アドレス（論理ブロックアドレス）に変換し
て、書き込みバッファ管理テーブル３４内の対応するエ
ントリに格納する。なお、既に書き込みバッファ３１に
格納されているデータに対する更新データの書き込みの
場合には、制御装置１は書き込みバッファ３１の空き領
域に詰めて格納するのではなく、直接書き込みバッファ
３１内の旧データを変更する。書き込みバッファ３１に
格納されているデータに対する更新データの書き込みで
あるか否かは、書き込みバッファ管理テーブル３４内
に、対応する論理ブロックアドレスが設定されていて、
且つフラグが“Ｆ”のエントリが存在するか否かにより
判定可能である。
【００３４】書き込みバッファ３１に格納（蓄積）され
た書き込みデータを構成する論理ブロックの数が１スト
ライプ分の論理ブロック数（１ストライプ分のデータブ
ロック数でない点に注意されたい）に達すると、制御装
置１は、パリティデータを生成しない場合であれば、そ
の論理ブロック数の論理ブロックからなる１ストライプ
分のデータ、即ちＮ×Ｋ＝４×４＝１６個の論理ブロッ
クを、ディスクアレイ２を構成するディスク装置２１〜
２４上の更新されるべきデータを保持している領域とは
別の空き領域の物理的に連続する領域に書き込む。
た書き込みデータを構成する論理ブロックの数が１スト
ライプ分の論理ブロック数（１ストライプ分のデータブ
ロック数でない点に注意されたい）に達すると、制御装
置１は、パリティデータを生成しない場合であれば、そ
の論理ブロック数の論理ブロックからなる１ストライプ
分のデータ、即ちＮ×Ｋ＝４×４＝１６個の論理ブロッ
クを、ディスクアレイ２を構成するディスク装置２１〜
２４上の更新されるべきデータを保持している領域とは
別の空き領域の物理的に連続する領域に書き込む。
【００３５】この様子を図３に示す。図３の例では、論
理アドレスＬ３，Ｌ２１，Ｌ３３，Ｌ４１の論理ブロッ
ク（Ｌ３Ｄａｔａ，Ｌ２１Ｄａｔａ，Ｌ３３Ｄａｔａ，
Ｌ４１Ｄａｔａ）からなるストライプユニットと、論理
アドレスＬ２，Ｌ７，Ｌ８，Ｌ０の論理ブロック（Ｌ２
Ｄａｔａ，Ｌ７Ｄａｔａ，Ｌ８Ｄａｔａ，Ｌ０Ｄａｔ
ａ）からなるストライプユニットと、論理アドレスＬ
１，Ｌ９９，Ｌ２０，Ｌ３５の論理ブロック（Ｌ１Ｄａ
ｔａ，Ｌ９９Ｄａｔａ，Ｌ２０Ｄａｔａ，Ｌ３５Ｄａｔ
ａ）からなるストライプユニットと、論理アドレスＬ
８，Ｌ９８，Ｌ３１，Ｌ３２の論理ブロック（Ｌ８Ｄａ
ｔａ，Ｌ９８Ｄａｔａ，Ｌ３１Ｄａｔａ，Ｌ３２Ｄａｔ
ａ）からなるストライプユニットとが、それぞれ後述す
るデータ用領域２０２に含まれているディスク装置２
１，２２，２３，２４の空き領域に、データＤ１，Ｄ
２，Ｄ３，Ｄ４として一括して書き込まれる様子が示さ
れている。
理アドレスＬ３，Ｌ２１，Ｌ３３，Ｌ４１の論理ブロッ
ク（Ｌ３Ｄａｔａ，Ｌ２１Ｄａｔａ，Ｌ３３Ｄａｔａ，
Ｌ４１Ｄａｔａ）からなるストライプユニットと、論理
アドレスＬ２，Ｌ７，Ｌ８，Ｌ０の論理ブロック（Ｌ２
Ｄａｔａ，Ｌ７Ｄａｔａ，Ｌ８Ｄａｔａ，Ｌ０Ｄａｔ
ａ）からなるストライプユニットと、論理アドレスＬ
１，Ｌ９９，Ｌ２０，Ｌ３５の論理ブロック（Ｌ１Ｄａ
ｔａ，Ｌ９９Ｄａｔａ，Ｌ２０Ｄａｔａ，Ｌ３５Ｄａｔ
ａ）からなるストライプユニットと、論理アドレスＬ
８，Ｌ９８，Ｌ３１，Ｌ３２の論理ブロック（Ｌ８Ｄａ
ｔａ，Ｌ９８Ｄａｔａ，Ｌ３１Ｄａｔａ，Ｌ３２Ｄａｔ
ａ）からなるストライプユニットとが、それぞれ後述す
るデータ用領域２０２に含まれているディスク装置２
１，２２，２３，２４の空き領域に、データＤ１，Ｄ
２，Ｄ３，Ｄ４として一括して書き込まれる様子が示さ
れている。
【００３６】また、パリティデータを生成する場合であ
れば、制御装置１は、書き込みバッファ３１に格納され
た１ストライプ分の論理ブロック数の論理ブロック、即
ち“１ストライプ−１ストライプユニット”分のデータ
ブロック数に一致する（Ｎ−１）×Ｋ＝３×４＝１２個
の論理ブロックから、Ｋ＝３個のパリティブロックから
なる１ストライプユニット分のパリティデータを生成
し、そのＫ（＝３）個のパリティブロックを（Ｎ−１）
×Ｋ（＝１２）個の論理ブロックに加えたＮ×Ｋ（＝１
６）個のデータブロックからなる１ストライプ分のデー
タを、ディスクアレイ２を構成するディスク装置２１〜
２４上の更新されるべきデータを保持している領域とは
別の空き領域の物理的に連続する領域に書き込む。
れば、制御装置１は、書き込みバッファ３１に格納され
た１ストライプ分の論理ブロック数の論理ブロック、即
ち“１ストライプ−１ストライプユニット”分のデータ
ブロック数に一致する（Ｎ−１）×Ｋ＝３×４＝１２個
の論理ブロックから、Ｋ＝３個のパリティブロックから
なる１ストライプユニット分のパリティデータを生成
し、そのＫ（＝３）個のパリティブロックを（Ｎ−１）
×Ｋ（＝１２）個の論理ブロックに加えたＮ×Ｋ（＝１
６）個のデータブロックからなる１ストライプ分のデー
タを、ディスクアレイ２を構成するディスク装置２１〜
２４上の更新されるべきデータを保持している領域とは
別の空き領域の物理的に連続する領域に書き込む。
【００３７】この様子を図４に示す。図４の例では、論
理アドレスＬ３，Ｌ２１，Ｌ３３，Ｌ４１の論理ブロッ
ク（Ｌ３Ｄａｔａ，Ｌ２１Ｄａｔａ，Ｌ３３Ｄａｔａ，
Ｌ４１Ｄａｔａ）からなるストライプユニットと、論理
アドレスＬ２，Ｌ７，Ｌ８，Ｌ０の論理ブロック（Ｌ２
Ｄａｔａ，Ｌ７Ｄａｔａ，Ｌ８Ｄａｔａ，Ｌ０Ｄａｔ
ａ）からなるストライプユニットと、論理アドレスＬ
１，Ｌ９９，Ｌ２０，Ｌ３５の論理ブロック（Ｌ１Ｄａ
ｔａ，Ｌ９９Ｄａｔａ，Ｌ２０Ｄａｔａ，Ｌ３５Ｄａｔ
ａ）からなるストライプユニットと、パリティブロック
Ｐ０，Ｐ１，Ｐ２，Ｐ３からなるストライプユニットと
が、それぞれデータ用領域２０２に含まれているディス
ク装置２１，２２，２３，２４の空き領域に、データＤ
１，Ｄ２，Ｄ３，Ｐとして一括して書き込まれる様子が
示されている。この例では、パリティブロックＰ０は論
理アドレスＬ３，Ｌ２，Ｌ１の論理ブロックの間の排他
的論理和（ＸＯＲ）演算により、パリティブロックＰ１
は論理アドレスＬ２１，Ｌ７，Ｌ９９の論理ブロックの
間の排他的論理和演算により、それぞれ生成される。ま
た、パリティブロックＰ２は論理アドレスＬ３３，Ｌ
８，Ｌ２０の間の排他的論理和演算により、パリティブ
ロックＰ３は論理アドレスＬ４１，Ｌ０，Ｌ３５の論理
ブロックの間の排他的論理和演算により、それぞれ生成
される。
理アドレスＬ３，Ｌ２１，Ｌ３３，Ｌ４１の論理ブロッ
ク（Ｌ３Ｄａｔａ，Ｌ２１Ｄａｔａ，Ｌ３３Ｄａｔａ，
Ｌ４１Ｄａｔａ）からなるストライプユニットと、論理
アドレスＬ２，Ｌ７，Ｌ８，Ｌ０の論理ブロック（Ｌ２
Ｄａｔａ，Ｌ７Ｄａｔａ，Ｌ８Ｄａｔａ，Ｌ０Ｄａｔ
ａ）からなるストライプユニットと、論理アドレスＬ
１，Ｌ９９，Ｌ２０，Ｌ３５の論理ブロック（Ｌ１Ｄａ
ｔａ，Ｌ９９Ｄａｔａ，Ｌ２０Ｄａｔａ，Ｌ３５Ｄａｔ
ａ）からなるストライプユニットと、パリティブロック
Ｐ０，Ｐ１，Ｐ２，Ｐ３からなるストライプユニットと
が、それぞれデータ用領域２０２に含まれているディス
ク装置２１，２２，２３，２４の空き領域に、データＤ
１，Ｄ２，Ｄ３，Ｐとして一括して書き込まれる様子が
示されている。この例では、パリティブロックＰ０は論
理アドレスＬ３，Ｌ２，Ｌ１の論理ブロックの間の排他
的論理和（ＸＯＲ）演算により、パリティブロックＰ１
は論理アドレスＬ２１，Ｌ７，Ｌ９９の論理ブロックの
間の排他的論理和演算により、それぞれ生成される。ま
た、パリティブロックＰ２は論理アドレスＬ３３，Ｌ
８，Ｌ２０の間の排他的論理和演算により、パリティブ
ロックＰ３は論理アドレスＬ４１，Ｌ０，Ｌ３５の論理
ブロックの間の排他的論理和演算により、それぞれ生成
される。
【００３８】このとき制御装置１は、書き込みバッファ
管理テーブル３４の各エントリに設定されている、書き
込みバッファ３１に蓄積された１ストライプ分の論理ブ
ロックの論理アドレスと、タイムスタンプ３３とから構
成される、論理アドレスタグブロックを生成する。
管理テーブル３４の各エントリに設定されている、書き
込みバッファ３１に蓄積された１ストライプ分の論理ブ
ロックの論理アドレスと、タイムスタンプ３３とから構
成される、論理アドレスタグブロックを生成する。
【００３９】論理アドレスタグブロック内の論理アドレ
ス（アドレスデータ）の相対的な設定位置と、その論理
アドレスで指定される論理ブロックの物理ストライプ中
の相対的な格納位置（を示す物理ブロック番号）とは予
め１対１の関係で固定的に定められている。したがっ
て、論理アドレスタグブロックから、対応する物理スト
ライプ内の各論理ブロックの論理アドレスが分かるよう
になっている。
ス（アドレスデータ）の相対的な設定位置と、その論理
アドレスで指定される論理ブロックの物理ストライプ中
の相対的な格納位置（を示す物理ブロック番号）とは予
め１対１の関係で固定的に定められている。したがっ
て、論理アドレスタグブロックから、対応する物理スト
ライプ内の各論理ブロックの論理アドレスが分かるよう
になっている。
【００４０】本実施形態では、図３または図４に示すよ
うに、ディスクアレイ２の領域は、論理アドレスタグブ
ロック用領域２０１とデータ用領域２０２とに分けて管
理される。データ用領域２０２内の空き領域に書き込ま
れた物理ストライプ（データストライプ）ｘに対応する
論理アドレスタグブロックは、当該物理ストライプｘの
物理ストライプ番号で決まる、論理アドレスタグブロッ
ク用領域２０１内のブロック位置に書き込まれる。つま
り、論理アドレスタグブロックが書き込まれる論理アド
レスタグブロック用領域２０１内のブロック位置と、当
該論理アドレスタグブロックに対応する物理ストライプ
ｘ（の物理位置を示す物理ストライプ番号）との間に
は、予め１対１の関係が定められている。
うに、ディスクアレイ２の領域は、論理アドレスタグブ
ロック用領域２０１とデータ用領域２０２とに分けて管
理される。データ用領域２０２内の空き領域に書き込ま
れた物理ストライプ（データストライプ）ｘに対応する
論理アドレスタグブロックは、当該物理ストライプｘの
物理ストライプ番号で決まる、論理アドレスタグブロッ
ク用領域２０１内のブロック位置に書き込まれる。つま
り、論理アドレスタグブロックが書き込まれる論理アド
レスタグブロック用領域２０１内のブロック位置と、当
該論理アドレスタグブロックに対応する物理ストライプ
ｘ（の物理位置を示す物理ストライプ番号）との間に
は、予め１対１の関係が定められている。
【００４１】さて本実施形態では、生成した論理アドレ
スタグブロックを、対応する物理ストライプｘで決まる
論理アドレスタグブロック用領域２０１内のブロック位
置に直ちに書き込むことはしない。そのため制御装置１
は、論理アドレスタグブロックを生成すると、当該タグ
ブロックを不揮発性メモリ３上の論理アドレスタグブロ
ックバッファ３５に一旦格納して溜めておく。そして、
ディスクアレイ２上で物理的に連続する物理ストライプ
に対応する１ストライプ分の論理アドレスタグブロック
が論理アドレスタグブロックバッファ３５に蓄積された
段階で、制御装置１はその１ストライプ分の論理アドレ
スタグブロックを含む１ストライプ分のデータブロック
を、論理アドレスタグブロック用領域２０１内の対応す
るストライプ（論理アドレスタグストライプ）に属す
る、ディスク装置２１〜２４上の対応する位置にまとめ
て書き込む。
スタグブロックを、対応する物理ストライプｘで決まる
論理アドレスタグブロック用領域２０１内のブロック位
置に直ちに書き込むことはしない。そのため制御装置１
は、論理アドレスタグブロックを生成すると、当該タグ
ブロックを不揮発性メモリ３上の論理アドレスタグブロ
ックバッファ３５に一旦格納して溜めておく。そして、
ディスクアレイ２上で物理的に連続する物理ストライプ
に対応する１ストライプ分の論理アドレスタグブロック
が論理アドレスタグブロックバッファ３５に蓄積された
段階で、制御装置１はその１ストライプ分の論理アドレ
スタグブロックを含む１ストライプ分のデータブロック
を、論理アドレスタグブロック用領域２０１内の対応す
るストライプ（論理アドレスタグストライプ）に属す
る、ディスク装置２１〜２４上の対応する位置にまとめ
て書き込む。
【００４２】このように本実施形態においては、論理ブ
ロック及び論理アドレスタグブロック等の多数の細かい
ディスク書き込みを１回にまとめられるので、ディスク
書き込み性能が大きく向上する。
ロック及び論理アドレスタグブロック等の多数の細かい
ディスク書き込みを１回にまとめられるので、ディスク
書き込み性能が大きく向上する。
【００４３】次に、論理アドレスタグブロックの書き込
み処理の詳細について説明する。まず制御装置１は、１
ストライプ分の論理ブロックを含む１ストライプ分のデ
ータブロックをディスクアレイ２にまとめて書き込んだ
際に、その１ストライプ分の論理ブロックに対応する論
理アドレスタグブロックのデータを生成する。そして制
御装置１は、生成した論理アドレスタグブロックを不揮
発性メモリ３上の論理アドレスタグブロックバッファ３
５の空きブロック領域に一旦格納する。ここで制御装置
１は、論理アドレスタグブロックバッファ３５に蓄積さ
れている論理アドレスタグブロックが、当該ブロックに
対応するデータストライプのディスクアレイ２における
物理的な位置を示す物理ストライプ番号の昇順になるよ
うに、当該論理アドレスタグブロックを論理アドレスタ
グブロックバッファ３５上で適宜移動する。
み処理の詳細について説明する。まず制御装置１は、１
ストライプ分の論理ブロックを含む１ストライプ分のデ
ータブロックをディスクアレイ２にまとめて書き込んだ
際に、その１ストライプ分の論理ブロックに対応する論
理アドレスタグブロックのデータを生成する。そして制
御装置１は、生成した論理アドレスタグブロックを不揮
発性メモリ３上の論理アドレスタグブロックバッファ３
５の空きブロック領域に一旦格納する。ここで制御装置
１は、論理アドレスタグブロックバッファ３５に蓄積さ
れている論理アドレスタグブロックが、当該ブロックに
対応するデータストライプのディスクアレイ２における
物理的な位置を示す物理ストライプ番号の昇順になるよ
うに、当該論理アドレスタグブロックを論理アドレスタ
グブロックバッファ３５上で適宜移動する。
【００４４】このとき制御装置１は、論理アドレスタグ
ブロックバッファ３５に格納した論理アドレスタグブロ
ックに対応する物理ストライプ（データストライプ）を
示す情報である物理ストライプ番号を、その論理アドレ
スタグブロックが格納された当該バッファ３５内のブロ
ック位置に対応する、不揮発性メモリ３上の論理アドレ
スタグブロックバッファ管理テーブル３６内のエントリ
に保存する。このエントリ（のエントリ番号）をｉとす
ると、そのエントリｉには、対応する論理アドレスタグ
ブロックバッファ３５内のブロック領域Ｂｉに有効なデ
ータが格納されているか否か（つまり当該ブロック領域
が空き領域であるか）を示すフラグフィールドが設けら
れている。論理アドレスタグブロックバッファ３５内の
空きのブロック領域に対応する、論理アドレスタグブロ
ックバッファ管理テーブル３６内のエントリには、その
旨を示すフラグ“Ｕ”が設定されている。
ブロックバッファ３５に格納した論理アドレスタグブロ
ックに対応する物理ストライプ（データストライプ）を
示す情報である物理ストライプ番号を、その論理アドレ
スタグブロックが格納された当該バッファ３５内のブロ
ック位置に対応する、不揮発性メモリ３上の論理アドレ
スタグブロックバッファ管理テーブル３６内のエントリ
に保存する。このエントリ（のエントリ番号）をｉとす
ると、そのエントリｉには、対応する論理アドレスタグ
ブロックバッファ３５内のブロック領域Ｂｉに有効なデ
ータが格納されているか否か（つまり当該ブロック領域
が空き領域であるか）を示すフラグフィールドが設けら
れている。論理アドレスタグブロックバッファ３５内の
空きのブロック領域に対応する、論理アドレスタグブロ
ックバッファ管理テーブル３６内のエントリには、その
旨を示すフラグ“Ｕ”が設定されている。
【００４５】制御装置１は、論理アドレスタグブロック
バッファ管理テーブル３６内のエントリｉに物理ストラ
イプ番号を保存した場合、当該エントリｉ中のフラグフ
ィールドに、対応する論理アドレスタグブロックバッフ
ァ３５内のブロック領域Ｂｉに論理アドレスタグブロッ
クが格納されていることを示すフラグ“Ｆ”を設定す
る。したがって、論理アドレスタグブロックバッファ管
理テーブル３６を参照することにより、論理アドレスタ
グブロックの格納先となる次のブロック領域を決めるこ
とができる。
バッファ管理テーブル３６内のエントリｉに物理ストラ
イプ番号を保存した場合、当該エントリｉ中のフラグフ
ィールドに、対応する論理アドレスタグブロックバッフ
ァ３５内のブロック領域Ｂｉに論理アドレスタグブロッ
クが格納されていることを示すフラグ“Ｆ”を設定す
る。したがって、論理アドレスタグブロックバッファ管
理テーブル３６を参照することにより、論理アドレスタ
グブロックの格納先となる次のブロック領域を決めるこ
とができる。
【００４６】図５は、不揮発性メモリ３上に配置される
論理アドレスタグブロックバッファ３５と論理アドレス
タグブロックバッファ管理テーブル３６との関係の一例
を示す。この図５の例では、論理アドレスタグブロック
バッファ３５内のブロック領域Ｂ０〜Ｂ１５のうちのＢ
０−Ｂ２まで書き込みデータが格納されており、ブロッ
ク領域Ｂ０，Ｂ１，Ｂ２に格納されている論理アドレス
タグブロックが、それぞれ物理ストライプ番号ＳＴ１０
１，ＳＴ１００，ＳＴ１０７１（ＳＴは当該番号が物理
ストライプ番号であることを示す）の物理ストライプに
対応することを表わしている。図５の例の場合、ブロッ
ク領域Ｂ０，Ｂ１の論理アドレスタグブロックは、対応
する物理ストライプの物理ストライプ番号ＳＴ１００，
ＳＴ１０１の順となるように、入れ替えられることにな
る。
論理アドレスタグブロックバッファ３５と論理アドレス
タグブロックバッファ管理テーブル３６との関係の一例
を示す。この図５の例では、論理アドレスタグブロック
バッファ３５内のブロック領域Ｂ０〜Ｂ１５のうちのＢ
０−Ｂ２まで書き込みデータが格納されており、ブロッ
ク領域Ｂ０，Ｂ１，Ｂ２に格納されている論理アドレス
タグブロックが、それぞれ物理ストライプ番号ＳＴ１０
１，ＳＴ１００，ＳＴ１０７１（ＳＴは当該番号が物理
ストライプ番号であることを示す）の物理ストライプに
対応することを表わしている。図５の例の場合、ブロッ
ク領域Ｂ０，Ｂ１の論理アドレスタグブロックは、対応
する物理ストライプの物理ストライプ番号ＳＴ１００，
ＳＴ１０１の順となるように、入れ替えられることにな
る。
【００４７】制御装置１は、ディスクアレイ２上で物理
的に連続する物理ストライプに対応する１ストライプ分
の論理アドレスタグブロックが論理アドレスタグブロッ
クバッファ３５に溜まっると、その１ストライプ分の論
理アドレスタグブロックを含む１ストライプ分のデータ
ブロックを、ディスクアレイ２の論理アドレスタグブロ
ック用領域２０１内の対応するストライプに属する、デ
ィスク装置２１〜２４上の対応する位置にまとめて書き
込む遅延書き込みを行う。
的に連続する物理ストライプに対応する１ストライプ分
の論理アドレスタグブロックが論理アドレスタグブロッ
クバッファ３５に溜まっると、その１ストライプ分の論
理アドレスタグブロックを含む１ストライプ分のデータ
ブロックを、ディスクアレイ２の論理アドレスタグブロ
ック用領域２０１内の対応するストライプに属する、デ
ィスク装置２１〜２４上の対応する位置にまとめて書き
込む遅延書き込みを行う。
【００４８】また制御装置１は、論理アドレスタグブロ
ックバッファ３５に上記１ストライプ分の論理アドレス
タグブロックが溜まらなくても、最も最近に１ストライ
プ分の論理アドレスタグブロックの遅延書き込みを行っ
てから一定時間（例えばディスクアレイ装置の負荷状態
で決まる一定時間）が経過した場合には、論理アドレス
タグブロックバッファ３５の利用効率を考慮して、その
時点において当該バッファ３５に蓄積されている論理ア
ドレスタグブロックを、ディスクアレイ２内の対応する
ディスク装置に書き出す。このディスク装置への論理ア
ドレスタグブロック書き出しは、論理アドレスタグブロ
ックバッファ３５の全ブロック領域に論理アドレスタグ
ブロックが蓄積されているものの、これらの論理アドレ
スタグブロックに対応する物理ストライプの中にディス
クアレイ２上で物理的に連続していないものが含まれて
いる場合にも、その不連続の物理ストライプに対応する
論理アドレスタグブロックを対象に行われる。
ックバッファ３５に上記１ストライプ分の論理アドレス
タグブロックが溜まらなくても、最も最近に１ストライ
プ分の論理アドレスタグブロックの遅延書き込みを行っ
てから一定時間（例えばディスクアレイ装置の負荷状態
で決まる一定時間）が経過した場合には、論理アドレス
タグブロックバッファ３５の利用効率を考慮して、その
時点において当該バッファ３５に蓄積されている論理ア
ドレスタグブロックを、ディスクアレイ２内の対応する
ディスク装置に書き出す。このディスク装置への論理ア
ドレスタグブロック書き出しは、論理アドレスタグブロ
ックバッファ３５の全ブロック領域に論理アドレスタグ
ブロックが蓄積されているものの、これらの論理アドレ
スタグブロックに対応する物理ストライプの中にディス
クアレイ２上で物理的に連続していないものが含まれて
いる場合にも、その不連続の物理ストライプに対応する
論理アドレスタグブロックを対象に行われる。
【００４９】さて、論理アドレスタグブロックバッファ
３５に蓄積されている論理アドレスタグブロックをディ
スク装置に書き出す（追い出す）場合、ディスクアレイ
２がパリティデータを必要とする構成であるならば、当
該論理アドレスタグブロックに対応する更新前の論理ア
ドレスタグブロックを含む論理アドレスタグストライプ
に設定されているパリティデータの更新のために、更新
前のパリティデータ（旧パリティデータ）が必要とな
る。
３５に蓄積されている論理アドレスタグブロックをディ
スク装置に書き出す（追い出す）場合、ディスクアレイ
２がパリティデータを必要とする構成であるならば、当
該論理アドレスタグブロックに対応する更新前の論理ア
ドレスタグブロックを含む論理アドレスタグストライプ
に設定されているパリティデータの更新のために、更新
前のパリティデータ（旧パリティデータ）が必要とな
る。
【００５０】しかし、論理アドレスタグブロックをディ
スクアレイ２に書き込む度にパリティデータ（パリティ
ブロック）を当該ディスクアレイ２から読み出すのでは
効率が悪い。そこで、本実施形態では、Ｋ（＝４）個の
パリティブロックからなるパリティデータを含む１論理
アドレスタグブストライプ分のデータブロックをディス
クアレイ２に書き込む際には、そのパリティデータを不
揮発性メモリ３上のパリティキャッシュ３７に格納（キ
ャッシュ）し、当該パリティキャッシュ３７から目的の
パリティデータが読み出せるようにしている。パリティ
データをキャッシュする方法に関しての詳細について
は、例えば、"Parity Logging Overcomingthe Small Wr
ite Problem in Redundant Disk Arrays",Daniel Stodo
lsky,Garth Gibson,and Mark Holland,the 20th Annual
International Symposium on Computer Architecture,
May16-19,1993,San Diego CA.などに詳しく記載されて
いるので、ここでは省略する。
スクアレイ２に書き込む度にパリティデータ（パリティ
ブロック）を当該ディスクアレイ２から読み出すのでは
効率が悪い。そこで、本実施形態では、Ｋ（＝４）個の
パリティブロックからなるパリティデータを含む１論理
アドレスタグブストライプ分のデータブロックをディス
クアレイ２に書き込む際には、そのパリティデータを不
揮発性メモリ３上のパリティキャッシュ３７に格納（キ
ャッシュ）し、当該パリティキャッシュ３７から目的の
パリティデータが読み出せるようにしている。パリティ
データをキャッシュする方法に関しての詳細について
は、例えば、"Parity Logging Overcomingthe Small Wr
ite Problem in Redundant Disk Arrays",Daniel Stodo
lsky,Garth Gibson,and Mark Holland,the 20th Annual
International Symposium on Computer Architecture,
May16-19,1993,San Diego CA.などに詳しく記載されて
いるので、ここでは省略する。
【００５１】図６及び図７は、１ストライプ分の論理ア
ドレスタグブロックを含む１ストライプ分のデータブロ
ックをディスクアレイ２に格納したときの様子を示す。
図６は、ディスクアレイ２がパリティデータを必要とし
ない構成の場合であり、図７は、ディスクアレイ２がパ
リティデータを必要とする構成の場合である。図中のＬ
ＡＴ１００，ＬＡＴ１０１など、ＬＡＴｘｙｚの表記
は、論理アドレスタグブロックが物理ストライプｘｙｚ
に対応していることを示す。
ドレスタグブロックを含む１ストライプ分のデータブロ
ックをディスクアレイ２に格納したときの様子を示す。
図６は、ディスクアレイ２がパリティデータを必要とし
ない構成の場合であり、図７は、ディスクアレイ２がパ
リティデータを必要とする構成の場合である。図中のＬ
ＡＴ１００，ＬＡＴ１０１など、ＬＡＴｘｙｚの表記
は、論理アドレスタグブロックが物理ストライプｘｙｚ
に対応していることを示す。
【００５２】図６の例では、物理ストライプ１００，１
０４，１０８，１１２に対応する４（Ｋ＝４）個の論理
アドレスタグブロックＬＡＴ１００，ＬＡＴ１０４，Ｌ
ＡＴ１０８，ＬＡＴ１１２からなるストライプユニット
と、物理ストライプ１０１，１０５，１０９，１１３に
対応する４（Ｋ＝４）個の論理アドレスタグブロックＬ
ＡＴ１０１，ＬＡＴ１０５，ＬＡＴ１０９，ＬＡＴ１１
３からなるストライプユニットと、物理ストライプ１０
２，１０６，１１０，１１４に対応する４（Ｋ＝４）個
の論理アドレスタグブロックＬＡＴ１０２，ＬＡＴ１０
６，ＬＡＴ１１０，ＬＡＴ１１４からなるストライプユ
ニットと、物理ストライプ１０３，１０７，１１１，１
１５に対応する４（Ｋ＝４）個の論理アドレスタグブロ
ックＬＡＴ１０３，ＬＡＴ１０７，ＬＡＴ１１１，ＬＡ
Ｔ１１５からなるストライプユニットとが、それぞれ論
理アドレスタグブロック用領域２０１内のストライプ
（論理アドレスタグストライプ）ｉに属する、ディスク
装置２１，２２，２３，２４上の対応する領域に、それ
ぞれ論理アドレスタグブロックデータＬＡＴＤ１，ＬＡ
ＴＤ２，ＬＡＴＤ３，ＬＡＴＤ４として書き込まれてい
る様子が示されている。論理アドレスタグブロック用領
域２０１内のストライプｉの位置は、データ用領域２０
２内の物理ストライプ１００〜１１５（の物理ストライ
プ番号）で決まる。
０４，１０８，１１２に対応する４（Ｋ＝４）個の論理
アドレスタグブロックＬＡＴ１００，ＬＡＴ１０４，Ｌ
ＡＴ１０８，ＬＡＴ１１２からなるストライプユニット
と、物理ストライプ１０１，１０５，１０９，１１３に
対応する４（Ｋ＝４）個の論理アドレスタグブロックＬ
ＡＴ１０１，ＬＡＴ１０５，ＬＡＴ１０９，ＬＡＴ１１
３からなるストライプユニットと、物理ストライプ１０
２，１０６，１１０，１１４に対応する４（Ｋ＝４）個
の論理アドレスタグブロックＬＡＴ１０２，ＬＡＴ１０
６，ＬＡＴ１１０，ＬＡＴ１１４からなるストライプユ
ニットと、物理ストライプ１０３，１０７，１１１，１
１５に対応する４（Ｋ＝４）個の論理アドレスタグブロ
ックＬＡＴ１０３，ＬＡＴ１０７，ＬＡＴ１１１，ＬＡ
Ｔ１１５からなるストライプユニットとが、それぞれ論
理アドレスタグブロック用領域２０１内のストライプ
（論理アドレスタグストライプ）ｉに属する、ディスク
装置２１，２２，２３，２４上の対応する領域に、それ
ぞれ論理アドレスタグブロックデータＬＡＴＤ１，ＬＡ
ＴＤ２，ＬＡＴＤ３，ＬＡＴＤ４として書き込まれてい
る様子が示されている。論理アドレスタグブロック用領
域２０１内のストライプｉの位置は、データ用領域２０
２内の物理ストライプ１００〜１１５（の物理ストライ
プ番号）で決まる。
【００５３】図７の例では、物理ストライプ１００，１
０３，１０６，１０９に対応する４（Ｋ＝４）個の論理
アドレスタグブロックＬＡＴ１００，ＬＡＴ１０３，Ｌ
ＡＴ１０６，ＬＡＴ１０９からなるストライプユニット
と、物理ストライプ１０１，１０４，１０７，１１０に
対応する４（Ｋ＝４）個の論理アドレスタグブロックＬ
ＡＴ１０１，ＬＡＴ１０４，ＬＡＴ１０７，ＬＡＴ１１
０からなるストライプユニットと、物理ストライプ１０
２，１０５，１０８，１１１に対応する４（Ｋ＝４）個
の論理アドレスタグブロックＬＡＴ１０２，ＬＡＴ１０
５，ＬＡＴ１０８，ＬＡＴ１１１からなるストライプユ
ニットと、パリティブロックＰ０，Ｐ１，Ｐ２，Ｐ３か
らなるストライプユニットとが、それぞれ論理アドレス
タグブロック用領域２０１内のストライプｉに属する、
ディスク装置２１，２２，２３，２４上の対応する領域
に、それぞれ論理アドレスタグブロックデータＬＡＴＤ
１，ＬＡＴＤ２，ＬＡＴＤ３と、そのパリティデータＬ
ＡＴＰとして書き込まれている様子が示されている。論
理アドレスタグブロック用領域２０１内のストライプｉ
の位置は、データ用領域２０２内の物理ストライプ１０
０〜１１１（の物理ストライプ番号）で決まる。
０３，１０６，１０９に対応する４（Ｋ＝４）個の論理
アドレスタグブロックＬＡＴ１００，ＬＡＴ１０３，Ｌ
ＡＴ１０６，ＬＡＴ１０９からなるストライプユニット
と、物理ストライプ１０１，１０４，１０７，１１０に
対応する４（Ｋ＝４）個の論理アドレスタグブロックＬ
ＡＴ１０１，ＬＡＴ１０４，ＬＡＴ１０７，ＬＡＴ１１
０からなるストライプユニットと、物理ストライプ１０
２，１０５，１０８，１１１に対応する４（Ｋ＝４）個
の論理アドレスタグブロックＬＡＴ１０２，ＬＡＴ１０
５，ＬＡＴ１０８，ＬＡＴ１１１からなるストライプユ
ニットと、パリティブロックＰ０，Ｐ１，Ｐ２，Ｐ３か
らなるストライプユニットとが、それぞれ論理アドレス
タグブロック用領域２０１内のストライプｉに属する、
ディスク装置２１，２２，２３，２４上の対応する領域
に、それぞれ論理アドレスタグブロックデータＬＡＴＤ
１，ＬＡＴＤ２，ＬＡＴＤ３と、そのパリティデータＬ
ＡＴＰとして書き込まれている様子が示されている。論
理アドレスタグブロック用領域２０１内のストライプｉ
の位置は、データ用領域２０２内の物理ストライプ１０
０〜１１１（の物理ストライプ番号）で決まる。
【００５４】ここで、不揮発性メモリ３上に配置される
アドレス変換テーブル３２について図８を参照して説明
する。同図に示すように、アドレス変換テーブル３２の
各エントリは、それぞれ固有の論理アドレスに対応して
いる。図８の例では、アドレス変換テーブル７を参照す
る場合の効率を考慮して、当該テーブル７のｉ番目のエ
ントリを、論理アドレスＬｉに対応させている。アドレ
ス変換テーブル７のエントリ数は、ホストコンピュータ
１０からみえる全論理アドレスの数（図ではｎ＋１）に
一致する。
アドレス変換テーブル３２について図８を参照して説明
する。同図に示すように、アドレス変換テーブル３２の
各エントリは、それぞれ固有の論理アドレスに対応して
いる。図８の例では、アドレス変換テーブル７を参照す
る場合の効率を考慮して、当該テーブル７のｉ番目のエ
ントリを、論理アドレスＬｉに対応させている。アドレ
ス変換テーブル７のエントリ数は、ホストコンピュータ
１０からみえる全論理アドレスの数（図ではｎ＋１）に
一致する。
【００５５】アドレス変換テーブル３２の各エントリｉ
（ｉ＝０〜ｎ）には、当該エントリｉに対応する論理ア
ドレス（論理ブロックアドレス）Ｌｉで示される論理ブ
ロックが割り当てられるディスクアレイ２（における物
理的なディスク領域）上の物理ブロックを含む物理スト
ライプを示す物理ストライプ番号ＳＴ＃と、その物理ス
トライプ内の当該物理ブロックの相対位置を示す物理ブ
ロック番号ＢＬＫ＃と、当該論理アドレスＬｉのデータ
ブロックがディスクアレイ２に書き込まれた時間的順序
を管理するためのタイムスタンプＴＳ＃から構成される
アドレス変換情報が設定（保持）される。
（ｉ＝０〜ｎ）には、当該エントリｉに対応する論理ア
ドレス（論理ブロックアドレス）Ｌｉで示される論理ブ
ロックが割り当てられるディスクアレイ２（における物
理的なディスク領域）上の物理ブロックを含む物理スト
ライプを示す物理ストライプ番号ＳＴ＃と、その物理ス
トライプ内の当該物理ブロックの相対位置を示す物理ブ
ロック番号ＢＬＫ＃と、当該論理アドレスＬｉのデータ
ブロックがディスクアレイ２に書き込まれた時間的順序
を管理するためのタイムスタンプＴＳ＃から構成される
アドレス変換情報が設定（保持）される。
【００５６】このようなデータ構造のアドレス変換テー
ブル３２においては、論理アドレスＬｉが与えられれ
ば、当該論理アドレスＬｉに対応するアドレス変換テー
ブル３２内エントリを参照することにより、物理ストラ
イプ番号ＳＴ＃と物理ブロック番号ＢＬＫ＃から簡単に
実際の物理アドレスが求まる。例えば、ホストコンピュ
ータ１０からの読み出し要求に従うディスクアレイ２を
対象とするデータ読み込み処理は、当該要求で指定され
た論理アドレスをアドレス変換テーブル３２に従ってデ
ィスクアレイ２上の物理アドレスに変換することで行わ
れる。
ブル３２においては、論理アドレスＬｉが与えられれ
ば、当該論理アドレスＬｉに対応するアドレス変換テー
ブル３２内エントリを参照することにより、物理ストラ
イプ番号ＳＴ＃と物理ブロック番号ＢＬＫ＃から簡単に
実際の物理アドレスが求まる。例えば、ホストコンピュ
ータ１０からの読み出し要求に従うディスクアレイ２を
対象とするデータ読み込み処理は、当該要求で指定され
た論理アドレスをアドレス変換テーブル３２に従ってデ
ィスクアレイ２上の物理アドレスに変換することで行わ
れる。
【００５７】アドレス変換テーブル３２を不揮発性メモ
リ３上に備えたディスクアレイ装置では、当該不揮発性
メモリ３に障害が発生した場合、例えば不揮発性メモリ
３の交換や制御装置１の交換を実施した後、ディスクア
レイ２に記録されている論理アドレスタグブロックを使
用して、アドレス変換テーブル３２を再構成する必要が
ある。
リ３上に備えたディスクアレイ装置では、当該不揮発性
メモリ３に障害が発生した場合、例えば不揮発性メモリ
３の交換や制御装置１の交換を実施した後、ディスクア
レイ２に記録されている論理アドレスタグブロックを使
用して、アドレス変換テーブル３２を再構成する必要が
ある。
【００５８】ここで、本発明の作用効果を容易に理解す
るために、従来のディスクアレイ装置におけるアドレス
変換テーブルの再構成処理について、便宜的に図１を参
照して説明する。従来は、ディスクアレイ２上の物理ス
トライプ中に論理アドレスタグが含まれている。そこ
で、物理ストライプ中の論理アドレスタグを読み込み、
当該論理アドレスタグに設定されている全ての論理アド
レスについて、その時点においてアドレス変換テーブル
３２に登録されている同一論理アドレスに対応するタイ
ムスタンプより論理アドレスタグのタイムスタンプの方
が大きいか否かを調べる。そして、論理アドレスタグの
タイムスタンプの方が大きいときだけ、対応する物理ス
トライプのストライプ番号と当該論理アドレスの論理ア
ドレスタグ内の位置に固有の物理ブロック番号とを、当
該論理アドレスに対応するアドレス変換テーブル３２内
エントリに設定する。この処理をディスクアレイ２上の
全物理ストライプについて行えば、有効ブロックだけを
指すアドレス変換テーブル３２が再構成できる。更に、
ディスクアレイ２に１ストライプのデータを書き込む毎
に、そのストライプ中の論理アドレスタグを対象として
同様の処理を行うことにより、アドレス変換テーブル３
２の状態を常に有効なブロックを指すように維持するこ
とができる。
るために、従来のディスクアレイ装置におけるアドレス
変換テーブルの再構成処理について、便宜的に図１を参
照して説明する。従来は、ディスクアレイ２上の物理ス
トライプ中に論理アドレスタグが含まれている。そこ
で、物理ストライプ中の論理アドレスタグを読み込み、
当該論理アドレスタグに設定されている全ての論理アド
レスについて、その時点においてアドレス変換テーブル
３２に登録されている同一論理アドレスに対応するタイ
ムスタンプより論理アドレスタグのタイムスタンプの方
が大きいか否かを調べる。そして、論理アドレスタグの
タイムスタンプの方が大きいときだけ、対応する物理ス
トライプのストライプ番号と当該論理アドレスの論理ア
ドレスタグ内の位置に固有の物理ブロック番号とを、当
該論理アドレスに対応するアドレス変換テーブル３２内
エントリに設定する。この処理をディスクアレイ２上の
全物理ストライプについて行えば、有効ブロックだけを
指すアドレス変換テーブル３２が再構成できる。更に、
ディスクアレイ２に１ストライプのデータを書き込む毎
に、そのストライプ中の論理アドレスタグを対象として
同様の処理を行うことにより、アドレス変換テーブル３
２の状態を常に有効なブロックを指すように維持するこ
とができる。
【００５９】このように、アドレス変換テーブルの再構
成の主な処理は、論理アドレスタグの検査である。故
に、大容量ディスクアレイ装置のように論理アドレスタ
グ数が多い場合、アドレス変換テーブルの再構成に長時
間を要する。
成の主な処理は、論理アドレスタグの検査である。故
に、大容量ディスクアレイ装置のように論理アドレスタ
グ数が多い場合、アドレス変換テーブルの再構成に長時
間を要する。
【００６０】これに対して本発明の実施形態では、論理
アドレスタグ（論理アドレスタグブロック）をデータが
保持されるストライプ（データストライプ）から切り離
して、ディスクアレイ２上に確保された論理アドレスタ
グ専用の論理アドレスタグブロック用領域２０１にスト
ライプ単位で配置している。このため、論理アドレスタ
グブロックをストライプ単位でまとめて読み出すことが
でき、論理アドレスタグブロックの読み出し性能を向上
させることができる。これにより、論理アドレスタグブ
ロックの読み出しを必要とするアドレス変換テーブル再
構成処理を短時間で実行することができる。即ち本実施
形態においては、論理ドレスタグブロックの読み込み処
理を、ディスクアレイ２を構成する複数のディスク装置
２１〜２４で並列に行うことができるため、アドレス変
換テーブル３２の再構成に要する時間を大幅に短縮でき
る。また、従来と異なって、データストライプ内に論理
アドレスタグブロックが含まれていないため、つまり物
理的に連続した複数のデータブロックの読み込み要求に
対し、その要求された複数のデータブロックの途中に論
理アドレスタグブロックが存在しないため、読み込み性
能が向上する。これにより、複数のストライプの有効な
論理ブロックを、それより少ない数のストライプに論理
アドレスの順番（例えば昇順）に再配置するデフラグメ
ンテーション（いわゆるデフラグ）の実行時間の短縮と
デフラグメンテーション効果の改善が実現できる。
アドレスタグ（論理アドレスタグブロック）をデータが
保持されるストライプ（データストライプ）から切り離
して、ディスクアレイ２上に確保された論理アドレスタ
グ専用の論理アドレスタグブロック用領域２０１にスト
ライプ単位で配置している。このため、論理アドレスタ
グブロックをストライプ単位でまとめて読み出すことが
でき、論理アドレスタグブロックの読み出し性能を向上
させることができる。これにより、論理アドレスタグブ
ロックの読み出しを必要とするアドレス変換テーブル再
構成処理を短時間で実行することができる。即ち本実施
形態においては、論理ドレスタグブロックの読み込み処
理を、ディスクアレイ２を構成する複数のディスク装置
２１〜２４で並列に行うことができるため、アドレス変
換テーブル３２の再構成に要する時間を大幅に短縮でき
る。また、従来と異なって、データストライプ内に論理
アドレスタグブロックが含まれていないため、つまり物
理的に連続した複数のデータブロックの読み込み要求に
対し、その要求された複数のデータブロックの途中に論
理アドレスタグブロックが存在しないため、読み込み性
能が向上する。これにより、複数のストライプの有効な
論理ブロックを、それより少ない数のストライプに論理
アドレスの順番（例えば昇順）に再配置するデフラグメ
ンテーション（いわゆるデフラグ）の実行時間の短縮と
デフラグメンテーション効果の改善が実現できる。
【００６１】なお、論理アドレスタグブロックを論理ア
ドレスタグブロック用領域２０１に書き込む際の効率を
考慮しないならば、必ずしも１ストライプ分まとめて書
き込む必要はなく、１論理アドレスタグブロック単位で
書き込むようにしても構わない。
ドレスタグブロック用領域２０１に書き込む際の効率を
考慮しないならば、必ずしも１ストライプ分まとめて書
き込む必要はなく、１論理アドレスタグブロック単位で
書き込むようにしても構わない。
【００６２】ここで、上述した論理アドレスタグブロッ
ク（のデータ）を論理アドレスタグブロックバッファ３
５のブロック領域に書き込んだ際の処理の詳細な手順に
ついて、ディスクアレイ２をパリティデータが必要なＲ
ＡＩＤ４，ＲＡＩＤ５，ＲＡＩＤ５０などのＲＡＩＤレ
ベルで用いる場合を例に、図９のフローチャートを参照
して説明する。
ク（のデータ）を論理アドレスタグブロックバッファ３
５のブロック領域に書き込んだ際の処理の詳細な手順に
ついて、ディスクアレイ２をパリティデータが必要なＲ
ＡＩＤ４，ＲＡＩＤ５，ＲＡＩＤ５０などのＲＡＩＤレ
ベルで用いる場合を例に、図９のフローチャートを参照
して説明する。
【００６３】制御装置１は、論理アドレスタグブロック
バッファ３５に、１ストライプ分の論理ブロックを含む
１ストライプ分のデータブロックに対応する論理アドレ
スタグブロックを書き込んだ場合、その書き込みにより
当該バッファ３５に１ストライプ分の論理アドレスタグ
ブロックが溜まったか否かを判定する（ステップＳ
１）。ここで、１ストライプ分の各論理アドレスタグブ
ロックに対応する物理ストライプは、前記したようにデ
ィスクアレイ２上で物理的に連続している。
バッファ３５に、１ストライプ分の論理ブロックを含む
１ストライプ分のデータブロックに対応する論理アドレ
スタグブロックを書き込んだ場合、その書き込みにより
当該バッファ３５に１ストライプ分の論理アドレスタグ
ブロックが溜まったか否かを判定する（ステップＳ
１）。ここで、１ストライプ分の各論理アドレスタグブ
ロックに対応する物理ストライプは、前記したようにデ
ィスクアレイ２上で物理的に連続している。
【００６４】もし、１ストライプ分の論理アドレスタグ
ブロックが溜まったならば（ステップＳ１のＹＥＳ）、
制御装置１は当該１ストライプ分の論理アドレスタグブ
ロックに対応するパリティデータを生成する（ステップ
Ｓ２）。そして制御装置１は、論理アドレスタグブロッ
クバッファ３５に溜まった１ストライプ分の論理アドレ
スタグブロックと生成したパリティデータとから構成さ
れる１ストライプ分のデータを、ディスクアレイ２のデ
ータ用領域２０２内の、対応するデータストライプで決
まる物理ストライプ（論理アドレスタグストライプ）の
領域に一括して書き込む（ステップＳ３）。次に制御装
置１は、ディスクアレイ２のデータ用領域２０２に書き
込んだ１ストライプ分のデータ中のパリティデータ（図
７の例であれば、パリティブロックＰ０〜Ｐ３から構成
されるパリティデータＬＡＴＤ４）の写しをパリティキ
ャッシュ３７に格納する（ステップＳ４）。つまり、１
ストライプ分の論理アドレスタグブロックに対応するパ
リティデータがパリティキャッシュ３７にキャッシュさ
れる。
ブロックが溜まったならば（ステップＳ１のＹＥＳ）、
制御装置１は当該１ストライプ分の論理アドレスタグブ
ロックに対応するパリティデータを生成する（ステップ
Ｓ２）。そして制御装置１は、論理アドレスタグブロッ
クバッファ３５に溜まった１ストライプ分の論理アドレ
スタグブロックと生成したパリティデータとから構成さ
れる１ストライプ分のデータを、ディスクアレイ２のデ
ータ用領域２０２内の、対応するデータストライプで決
まる物理ストライプ（論理アドレスタグストライプ）の
領域に一括して書き込む（ステップＳ３）。次に制御装
置１は、ディスクアレイ２のデータ用領域２０２に書き
込んだ１ストライプ分のデータ中のパリティデータ（図
７の例であれば、パリティブロックＰ０〜Ｐ３から構成
されるパリティデータＬＡＴＤ４）の写しをパリティキ
ャッシュ３７に格納する（ステップＳ４）。つまり、１
ストライプ分の論理アドレスタグブロックに対応するパ
リティデータがパリティキャッシュ３７にキャッシュさ
れる。
【００６５】一方、１ストライプ分の論理アドレスタグ
ブロックが溜まらなくても（ステップＳ１のＮＯ）、最
も最近に１ストライプ分の論理アドレスタグブロックの
遅延書き込みを行ってから一定時間（ディスクアレイ装
置の負荷状態で決まる一定時間）が経過している場合に
は、制御装置１は現在論理アドレスタグブロックバッフ
ァ３５に保持されている更新すべき論理アドレスタグブ
ロックを追い出すために以下の処理を行う。
ブロックが溜まらなくても（ステップＳ１のＮＯ）、最
も最近に１ストライプ分の論理アドレスタグブロックの
遅延書き込みを行ってから一定時間（ディスクアレイ装
置の負荷状態で決まる一定時間）が経過している場合に
は、制御装置１は現在論理アドレスタグブロックバッフ
ァ３５に保持されている更新すべき論理アドレスタグブ
ロックを追い出すために以下の処理を行う。
【００６６】まず、制御装置１は、論理アドレスタグブ
ロックバッファ３５に保持されている論理アドレスタグ
ブロックに対応する、ディスクアレイ２の論理アドレス
タグブロック用領域２０１上の更新すべきストライプに
含まれているパリティデータ（パリティブロック）がパ
リティキャッシュ３７にキャッシュされているか否かを
判定する（ステップＳ５）。もし、目的のパリティブロ
ックがキャッシュされていないならば（ステップＳ５の
ＮＯ）、制御装置１は、そのパリティブロックをディス
クアレイ２から読み込んで（ステップＳ６）、ステップ
Ｓ７に進む。これに対し、目的のパリティブロックがパ
リティキャッシュ３７にキャッシュされているならば
（ステップＳ５のＹＥＳ）、制御装置１はそのままステ
ップＳ７に進む。
ロックバッファ３５に保持されている論理アドレスタグ
ブロックに対応する、ディスクアレイ２の論理アドレス
タグブロック用領域２０１上の更新すべきストライプに
含まれているパリティデータ（パリティブロック）がパ
リティキャッシュ３７にキャッシュされているか否かを
判定する（ステップＳ５）。もし、目的のパリティブロ
ックがキャッシュされていないならば（ステップＳ５の
ＮＯ）、制御装置１は、そのパリティブロックをディス
クアレイ２から読み込んで（ステップＳ６）、ステップ
Ｓ７に進む。これに対し、目的のパリティブロックがパ
リティキャッシュ３７にキャッシュされているならば
（ステップＳ５のＹＥＳ）、制御装置１はそのままステ
ップＳ７に進む。
【００６７】ステップＳ７において制御装置１は、論理
アドレスタグブロックバッファ３５内の更新する論理ア
ドレスタグブロック（新論理アドレスタグブロック）の
データと、ディスクアレイ２から読み込んだ、或いはパ
リティキャッシュ３７から取得されるパリティブロック
（旧パリティブロック）のデータとの間の排他的論理和
演算により、更新する新しいパリティブロック（新パリ
ティブロック）のデータを生成する。次に制御装置１
は、更新する新論理アドレスタグブロックのデータと新
パリティブロックのデータとを、ディスクアレイ２の論
理アドレスタグブロック用領域２０１内の対応する位置
に書き込む（ステップＳ８）。そして制御装置１は、新
パリティブロックのデータをパリティキャッシュ３７に
キャッシュする（ステップＳ４）。
アドレスタグブロックバッファ３５内の更新する論理ア
ドレスタグブロック（新論理アドレスタグブロック）の
データと、ディスクアレイ２から読み込んだ、或いはパ
リティキャッシュ３７から取得されるパリティブロック
（旧パリティブロック）のデータとの間の排他的論理和
演算により、更新する新しいパリティブロック（新パリ
ティブロック）のデータを生成する。次に制御装置１
は、更新する新論理アドレスタグブロックのデータと新
パリティブロックのデータとを、ディスクアレイ２の論
理アドレスタグブロック用領域２０１内の対応する位置
に書き込む（ステップＳ８）。そして制御装置１は、新
パリティブロックのデータをパリティキャッシュ３７に
キャッシュする（ステップＳ４）。
【００６８】次に、上述したアドレス変換テーブル３２
の再構成処理の詳細な手順について図１０のフローチャ
ートを参照して説明する。まず制御装置１は、不揮発性
メモリ３上のアドレス変換テーブル３２を初期化する
（ステップＳ１１）。このアドレス変換テーブル３２の
初期化は、当該テーブル３２内の全てのエントリについ
て、当該エントリ中の物理ストライプ番号ＳＴ＃、物理
ブロック番号ＢＬＫ＃、及びタイムスタンプＴＳ＃の各
フィールドにＮＵＬＬを設定することにより実現され
る。
の再構成処理の詳細な手順について図１０のフローチャ
ートを参照して説明する。まず制御装置１は、不揮発性
メモリ３上のアドレス変換テーブル３２を初期化する
（ステップＳ１１）。このアドレス変換テーブル３２の
初期化は、当該テーブル３２内の全てのエントリについ
て、当該エントリ中の物理ストライプ番号ＳＴ＃、物理
ブロック番号ＢＬＫ＃、及びタイムスタンプＴＳ＃の各
フィールドにＮＵＬＬを設定することにより実現され
る。
【００６９】次に、ディスクアレイ２の論理アドレスタ
グブロック用領域２０１に格納されている物理ストライ
プ（のストライプ番号）を指す変数ｉを初期値（ここで
は０とする）に設定する（ステップＳ１２）。
グブロック用領域２０１に格納されている物理ストライ
プ（のストライプ番号）を指す変数ｉを初期値（ここで
は０とする）に設定する（ステップＳ１２）。
【００７０】次に制御装置１は、ディスクアレイ２の論
理アドレスタグブロック用領域２０１からストライプｉ
を読み込む（ステップＳ１３）。また制御装置１は、ス
トライプｉ内の論理アドレスタグブロックの位置、つま
り物理ブロック番号を指す変数ｊを初期値０に設定する
（ステップＳ１４）。そして制御装置１は、読み込んだ
ストライプｉから物理ブロック番号がｊのブロック位置
の論理アドレスタグブロックｊを取り出す（ステップＳ
１５）。また制御装置１は、論理アドレスタグブロック
ｊ中の論理アドレスの位置を示す変数ｋを初期値０に設
定する（ステップＳ１６）。
理アドレスタグブロック用領域２０１からストライプｉ
を読み込む（ステップＳ１３）。また制御装置１は、ス
トライプｉ内の論理アドレスタグブロックの位置、つま
り物理ブロック番号を指す変数ｊを初期値０に設定する
（ステップＳ１４）。そして制御装置１は、読み込んだ
ストライプｉから物理ブロック番号がｊのブロック位置
の論理アドレスタグブロックｊを取り出す（ステップＳ
１５）。また制御装置１は、論理アドレスタグブロック
ｊ中の論理アドレスの位置を示す変数ｋを初期値０に設
定する（ステップＳ１６）。
【００７１】次に制御装置１は、論理アドレスタグブロ
ックｊからｋ番目の論理アドレスを取り出す（ステップ
Ｓ１７）。そして制御装置１は、取り出したｋ番目の論
理アドレスのアドレス変換情報がアドレス変換テーブル
３２に未登録であるか否か、または登録済みでも論理ア
ドレスタグブロックｊ中のタイムスタンプの方が当該テ
ーブル３２に登録されているｋ番目の論理アドレスに対
応する（アドレス変換情報中の）タイムスタンプより大
きい（新しい）か否かを判定する（ステップＳ１８）。
ックｊからｋ番目の論理アドレスを取り出す（ステップ
Ｓ１７）。そして制御装置１は、取り出したｋ番目の論
理アドレスのアドレス変換情報がアドレス変換テーブル
３２に未登録であるか否か、または登録済みでも論理ア
ドレスタグブロックｊ中のタイムスタンプの方が当該テ
ーブル３２に登録されているｋ番目の論理アドレスに対
応する（アドレス変換情報中の）タイムスタンプより大
きい（新しい）か否かを判定する（ステップＳ１８）。
【００７２】制御装置１は、ｋ番目の論理アドレスのア
ドレス変換情報がアドレス変換テーブル３２に未登録で
あるか、或いは登録済みでも論理アドレスタグブロック
ｊ中のタイムスタンプの方が新しい場合には（ステップ
Ｓ１８のＹＥＳ）、当該ｋ番目の論理アドレスのアドレ
ス変換情報をアドレス変換テーブル３２の対応するエン
トリに登録する（ステップＳ１９）。次に制御装置１
は、ｋを１だけインクリメントする（ステップＳ２
０）。なお、ステップＳ１８の判定がＮＯの場合には、
ステップＳ１９をスキップしてステップＳ２０が行われ
る。
ドレス変換情報がアドレス変換テーブル３２に未登録で
あるか、或いは登録済みでも論理アドレスタグブロック
ｊ中のタイムスタンプの方が新しい場合には（ステップ
Ｓ１８のＹＥＳ）、当該ｋ番目の論理アドレスのアドレ
ス変換情報をアドレス変換テーブル３２の対応するエン
トリに登録する（ステップＳ１９）。次に制御装置１
は、ｋを１だけインクリメントする（ステップＳ２
０）。なお、ステップＳ１８の判定がＮＯの場合には、
ステップＳ１９をスキップしてステップＳ２０が行われ
る。
【００７３】制御装置１は、ｋを１インクリメントする
と、そのインクリメント後のｋの値から、論理アドレス
タグブロックｊ上の全ての論理アドレスについて処理し
たか否かを判定する（ステップＳ２１）。もし、未処理
の論理アドレスが残っているならば（ステップＳ２１の
ＮＯ）、ステップＳ２０でのインクリメント後のｋで指
定される論理アドレスタグブロックｊ上の論理アドレス
ｋについて、ステップＳ１７以降の処理を実行する。こ
れに対し、全ての論理アドレスについて処理したならば
（ステップＳ２１のＹＥＳ）、制御装置１はｊを１だけ
インクリメントする（ステップＳ２２）。
と、そのインクリメント後のｋの値から、論理アドレス
タグブロックｊ上の全ての論理アドレスについて処理し
たか否かを判定する（ステップＳ２１）。もし、未処理
の論理アドレスが残っているならば（ステップＳ２１の
ＮＯ）、ステップＳ２０でのインクリメント後のｋで指
定される論理アドレスタグブロックｊ上の論理アドレス
ｋについて、ステップＳ１７以降の処理を実行する。こ
れに対し、全ての論理アドレスについて処理したならば
（ステップＳ２１のＹＥＳ）、制御装置１はｊを１だけ
インクリメントする（ステップＳ２２）。
【００７４】制御装置１は、ｊを１インクリメントする
と、そのインクリメント後のｊの値から、ストライプｉ
上の全ての論理アドレスタグブロックについて処理した
か否かを判定する（ステップＳ２３）。もし、未処理の
論理アドレスタグブロックが残っているならば（ステッ
プＳ２３のＮＯ）、ステップＳ２３でのインクリメント
後のｊで指定されるストライプｉ上の論理アドレスタグ
ブロックｊについて、ステップＳ１５以降の処理を実行
する。これに対し、全ての論理アドレスタグブロックに
ついて処理したならば（ステップＳ２３のＹＥＳ）、制
御装置１はｉを１だけインクリメントする（ステップＳ
２４）。
と、そのインクリメント後のｊの値から、ストライプｉ
上の全ての論理アドレスタグブロックについて処理した
か否かを判定する（ステップＳ２３）。もし、未処理の
論理アドレスタグブロックが残っているならば（ステッ
プＳ２３のＮＯ）、ステップＳ２３でのインクリメント
後のｊで指定されるストライプｉ上の論理アドレスタグ
ブロックｊについて、ステップＳ１５以降の処理を実行
する。これに対し、全ての論理アドレスタグブロックに
ついて処理したならば（ステップＳ２３のＹＥＳ）、制
御装置１はｉを１だけインクリメントする（ステップＳ
２４）。
【００７５】制御装置１は、ｉを１インクリメントする
と、そのインクリメント後のｉの値から、論理アドレス
タグブロック用領域２０１上の全てのストライプについ
て処理したか否かを判定する（ステップＳ２５）。も
し、未処理のストライプが残っているならば（ステップ
Ｓ２５のＮＯ）、ステップＳ２４でのインクリメント後
のｉで指定されるストライプｉについて、ステップＳ１
３以降の処理を実行する。これに対し、論理アドレスタ
グブロック用領域２０１上の全てのストライプについて
処理したならば（ステップＳ２５のＹＥＳ）、制御装置
１はアドレス変換テーブル３２の再構成処理を終了す
る。
と、そのインクリメント後のｉの値から、論理アドレス
タグブロック用領域２０１上の全てのストライプについ
て処理したか否かを判定する（ステップＳ２５）。も
し、未処理のストライプが残っているならば（ステップ
Ｓ２５のＮＯ）、ステップＳ２４でのインクリメント後
のｉで指定されるストライプｉについて、ステップＳ１
３以降の処理を実行する。これに対し、論理アドレスタ
グブロック用領域２０１上の全てのストライプについて
処理したならば（ステップＳ２５のＹＥＳ）、制御装置
１はアドレス変換テーブル３２の再構成処理を終了す
る。
【００７６】なお、図１０のフローチャートに従うアド
レス変換テーブル再構成処理の説明では、説明の便宜
上、ディスクアレイ２からの論理アドレスタグブロック
の読み出しはストライプ単位で行われるものの、当該ス
トライプ中の各論理アドレスタグブロックに基づく処理
は、１ブロック単位でシリアルに実行されるものとし
た。しかし、ストライプ中の各論理アドレスタグブロッ
クに基づく処理を、ディスクアレイ２を構成する各ディ
スク装置２１〜２４毎に、並列に処理することも可能で
ある。この場合、アドレス変換テーブル３２の再構成に
要する時間をより一層短縮できる。
レス変換テーブル再構成処理の説明では、説明の便宜
上、ディスクアレイ２からの論理アドレスタグブロック
の読み出しはストライプ単位で行われるものの、当該ス
トライプ中の各論理アドレスタグブロックに基づく処理
は、１ブロック単位でシリアルに実行されるものとし
た。しかし、ストライプ中の各論理アドレスタグブロッ
クに基づく処理を、ディスクアレイ２を構成する各ディ
スク装置２１〜２４毎に、並列に処理することも可能で
ある。この場合、アドレス変換テーブル３２の再構成に
要する時間をより一層短縮できる。
【００７７】また、以上に述べた実施形態では、書き込
みバッファ３１、アドレス変換テーブル３２、タイムス
タンプ３３、書き込みバッファ管理テーブル３４、論理
アドレスタグブロックバッファ３５、論理アドレスタグ
ブロックバッファ管理テーブル３６及びパリティキャッ
シュ３７の各部が不揮発性メモリ３に配置されるものと
して説明したが、これに限るものではない。例えば、揮
発性メモリと電源オフ時にも当該揮発性メモリの記憶内
容が消失するのを防止するための、電池等のメモリバッ
クアップ機構とにより、等価的に不揮発性メモリ３に相
当する不揮発性メモリを実現し、上記各部が揮発性メモ
リに配置される構成であっても構わない。つまり上記各
部が、揮発性メモリとメモリバックアップ機構とから構
成される不揮発性メモリに配置される構成であっても構
わない。この構成では、上記実施形態に比べてパリティ
キャッシュ３７等のアクセスが高速に行える。
みバッファ３１、アドレス変換テーブル３２、タイムス
タンプ３３、書き込みバッファ管理テーブル３４、論理
アドレスタグブロックバッファ３５、論理アドレスタグ
ブロックバッファ管理テーブル３６及びパリティキャッ
シュ３７の各部が不揮発性メモリ３に配置されるものと
して説明したが、これに限るものではない。例えば、揮
発性メモリと電源オフ時にも当該揮発性メモリの記憶内
容が消失するのを防止するための、電池等のメモリバッ
クアップ機構とにより、等価的に不揮発性メモリ３に相
当する不揮発性メモリを実現し、上記各部が揮発性メモ
リに配置される構成であっても構わない。つまり上記各
部が、揮発性メモリとメモリバックアップ機構とから構
成される不揮発性メモリに配置される構成であっても構
わない。この構成では、上記実施形態に比べてパリティ
キャッシュ３７等のアクセスが高速に行える。
【００７８】また、本発明は、上記実施形態に限定され
るものではなく、実施段階ではその要旨を逸脱しない範
囲で種々に変形することが可能である。更に、上記実施
形態には種々の段階の発明が含まれており、開示される
複数の構成要件における適宜な組み合わせにより種々の
発明が抽出され得る。例えば、実施形態に示される全構
成要件から幾つかの構成要件が削除されても、発明が解
決しようとする課題の欄で述べた課題が解決でき、発明
の効果の欄で述べられている効果が得られる場合には、
この構成要件が削除された構成が発明として抽出され得
る。
るものではなく、実施段階ではその要旨を逸脱しない範
囲で種々に変形することが可能である。更に、上記実施
形態には種々の段階の発明が含まれており、開示される
複数の構成要件における適宜な組み合わせにより種々の
発明が抽出され得る。例えば、実施形態に示される全構
成要件から幾つかの構成要件が削除されても、発明が解
決しようとする課題の欄で述べた課題が解決でき、発明
の効果の欄で述べられている効果が得られる場合には、
この構成要件が削除された構成が発明として抽出され得
る。
【００７９】
【発明の効果】以上詳述したように本発明によれば、論
理アドレスタグブロックをデータストライプから切り離
してディスクアレイ上に確保された論理アドレスタグブ
ロック専用の領域における対応するストライプ（論理ア
ドレスタグストライプ）の対応するブロック位置に配置
するようにしたので、論理アドレスタグブロックをスト
ライプ単位でまとめて読み出すことができ、論理アドレ
スタグブロックの読み出し性能を向上させることができ
る。これにより、論理アドレスタグブロックの読み出し
を必要とするアドレス変換テーブル再構成処理に要する
時間を短縮することができ、また物理的に連続した複数
のデータブロックの読み込み要求に対する読み出し性能
も向上できる。
理アドレスタグブロックをデータストライプから切り離
してディスクアレイ上に確保された論理アドレスタグブ
ロック専用の領域における対応するストライプ（論理ア
ドレスタグストライプ）の対応するブロック位置に配置
するようにしたので、論理アドレスタグブロックをスト
ライプ単位でまとめて読み出すことができ、論理アドレ
スタグブロックの読み出し性能を向上させることができ
る。これにより、論理アドレスタグブロックの読み出し
を必要とするアドレス変換テーブル再構成処理に要する
時間を短縮することができ、また物理的に連続した複数
のデータブロックの読み込み要求に対する読み出し性能
も向上できる。
【図１】本発明の一実施形態に係るディスクアレイ装置
を備えたコンピュータシステムの構成を示すブロック
図。
を備えたコンピュータシステムの構成を示すブロック
図。
【図２】図１中の不揮発性メモリ３上に配置される書き
込みバッファ３１と書き込みバッファ管理テーブル３４
との関係の一例を示す図。
込みバッファ３１と書き込みバッファ管理テーブル３４
との関係の一例を示す図。
【図３】ディスクアレイ２のデータ用領域２０２内の空
き領域に書き込まれる１ストライプ分の論理ブロックか
らなるストライプｘと論理アドレスタグブロックとの関
係の一例を示す図。
き領域に書き込まれる１ストライプ分の論理ブロックか
らなるストライプｘと論理アドレスタグブロックとの関
係の一例を示す図。
【図４】ディスクアレイ２のデータ用領域２０２内の空
き領域に書き込まれる、１ストライプ分の論理ブロック
と当該論理ブロックから生成されるパリティブロックと
からなるストライプｘと論理アドレスタグブロックとの
関係の一例を示す図。
き領域に書き込まれる、１ストライプ分の論理ブロック
と当該論理ブロックから生成されるパリティブロックと
からなるストライプｘと論理アドレスタグブロックとの
関係の一例を示す図。
【図５】図１中の不揮発性メモリ３上に配置される論理
アドレスタグブロックバッファ３５と論理アドレスタグ
ブロックバッファ管理テーブル３６との関係の一例を示
す図。
アドレスタグブロックバッファ３５と論理アドレスタグ
ブロックバッファ管理テーブル３６との関係の一例を示
す図。
【図６】１ストライプ分の論理アドレスタグブロックか
らなる１ストライプ分のデータブロックをディスクアレ
イ２に格納したときの様子を示す図。
らなる１ストライプ分のデータブロックをディスクアレ
イ２に格納したときの様子を示す図。
【図７】１ストライプ分の論理アドレスタグブロックと
当該１ストライプ分の論理アドレスタグブロックに対す
るパリティブロックとからなる１ストライプ分のデータ
ブロックをディスクアレイ２に格納したときの様子を示
す図。
当該１ストライプ分の論理アドレスタグブロックに対す
るパリティブロックとからなる１ストライプ分のデータ
ブロックをディスクアレイ２に格納したときの様子を示
す図。
【図８】図１中のアドレス変換テーブル３２のデータ構
造の一例を示す図。
造の一例を示す図。
【図９】論理アドレスタグブロック（のデータ）を論理
アドレスタグブロックバッファ３５のブロック領域に書
き込んだ際の処理の詳細な手順を説明するためのフロー
チャート。
アドレスタグブロックバッファ３５のブロック領域に書
き込んだ際の処理の詳細な手順を説明するためのフロー
チャート。
【図１０】アドレス変換テーブル３２の再構成処理の詳
細な手順を説明するためのフローチャート。
細な手順を説明するためのフローチャート。
１…制御装置
２…ディスクアレイ
３…不揮発性メモリ
１０…ホストコンピュータ
２１，２２，２３，２４…ディスク装置
３１…書き込みバッファ
３２…アドレス変換テーブル
３３…タイムスタンプ
３４…書き込みバッファ管理テーブル
３５…論理アドレスタグブロックバッファ
３６…論理アドレスタグブロックバッファ管理テーブル
３７…パリティキャッシュ
２０１…論理アドレスタグブロック用領域
２０２…データ用領域
Claims (12)
- 【請求項１】 複数のディスク装置から構成されるディ
スクアレイを備え、ホストコンピュータからの書き込み
要求の指定するデータをブロック単位に分割して書き込
みバッファに詰めて蓄積し、当該バッファに１データス
トライプ分の論理ブロック数のデータが蓄積された段階
で、その１データストライプ分の論理ブロックを含む１
データストライプ分のデータブロックが、前記ディスク
アレイ内の前記複数のディスク装置上の更新されるべき
データを保持している領域とは別の空き領域内の物理的
に連続する領域に書き込まれ、論理アドレスから物理ア
ドレスに変換するアドレス変換テーブルを参照して前記
ディスク装置をアクセスするディスクアレイ装置であっ
て、 前記ディスクアレイに書き込まれる１データストライプ
分のデータブロック中の全論理ブロックに対する論理ア
ドレスを含む論理アドレスタグブロックを生成する手段
と、 前記論理アドレスタグブロック生成手段により生成され
た論理アドレスタグブロックを、前記データストライプ
が格納される前記ディスクアレイ上のデータ領域とは別
に当該ディスクアレイ上に予め確保された論理アドレス
タグブロック領域中の、対応するデータストライプの前
記ディスクアレイ上のストライプ位置で決まる論理アド
レスタグブロック領域に保存する手段とを具備すること
を特徴とするディスクアレイ装置。 - 【請求項２】 前記論理アドレスタグブロック生成手段
により生成された論理アドレスタグブロックを記憶する
論理アドレスタグブロックバッファを更に具備し、 前記保存手段は、１ストライプ分の前記論理アドレスタ
グブロックが前記論理アドレスタグブロックバッファに
蓄積された段階で前記論理アドレスタグブロック領域に
まとめて書きすることを特徴とする請求項１記載のディ
スクアレイ装置。 - 【請求項３】 前記保存手段は、前記ディスクアレイが
パリティデータを不要とする構成を適用している場合、
前記ディスクアレイを構成するディスク装置の台数に一
致する数のストライプユニット分の論理アドレスタグブ
ロックが前記論理アドレスタグブロックバッファに蓄積
された段階で、その数のストライプユニット分の論理ア
ドレスタグブロックからなる１論理アドレスタグストラ
イプ分のデータブロックを、前記ディスクアレイの前記
論理アドレスタグブロック領域中の、前記ディスクアレ
イを構成する前記複数のディスク装置の物理的に連続す
るブロック位置にまとめ書きすることを特徴とする請求
項２記載のディスクアレイ装置。 - 【請求項４】 前記ディスクアレイがパリティデータを
必要とする構成を適用している場合、前記ディスクアレ
イを構成するディスク装置の台数より１少ない数のスト
ライプユニット分の論理アドレスタグブロックが前記論
理アドレスタグブロックバッファに蓄積された段階で、
その数のストライプユニット分の論理アドレスタグブロ
ックをもとに１ストライプユニット分のパリティブロッ
クからなるパリティデータを生成する手段を更に具備
し、 前記保存手段は、前記パリティデータ生成手段により生
成された１ストライプユニット分のパリティデータと、
前記論理アドレスタグブロックバッファに蓄積された前
記ディスクアレイを構成するディスク装置の台数より１
少ない数のストライプユニット分の論理アドレスタグブ
ロックとからなる１論理アドレスタグストライプ分のデ
ータブロックを、前記ディスクアレイの前記論理アドレ
スタグブロック領域中の、前記ディスクアレイを構成す
る前記複数のディスク装置の物理的に連続するブロック
位置にまとめ書きすることを特徴とする請求項２記載の
ディスクアレイ装置。 - 【請求項５】 前記パリティデータ生成手段により生成
されたパリティデータを保持するパリティキャッシュを
更に具備することを特徴とする請求項４記載のディスク
アレイ装置。 - 【請求項６】 一定期間経過しても前記論理アドレスタ
グブロックバッファに新たな１論理アドレスタグストラ
イプ分の論理アドレスタグブロックが蓄積されなかった
場合、その時点において当該バッファに蓄積されている
論理アドレスタグブロックを新論理アドレスタグブロッ
クとして、その新論理アドレスタグブロックに対応する
前記ディスクアレイの前記論理アドレスタグブロック領
域中の論理アドレスタグストライプに含まれているパリ
ティブロックのデータを、前記パリティキャッシュまた
は当該論理アドレスタグストライプから取得する手段
と、 前記取得手段により取得されたパリティブロックのデー
タと対応する新論理アドレスタグブロックのデータとか
ら新パリティブロックのデータを生成する手段と、 前記新論理アドレスタグブロックのデータと前記新パリ
ティブロックのデータとで、当該新論理アドレスタグブ
ロックに対応する前記ディスクアレイの前記論理アドレ
スタグブロック領域中の論理アドレスタグストライプの
該当するデータを更新する手段と、 前記新パリティブロックのデータを前記パリティキャッ
シュに保持する手段とを具備することを特徴とする請求
項５記載のディスクアレイ装置。 - 【請求項７】 前記ディスクアレイの前記論理アドレス
タグブロック領域中から、ストライプ単位で論理アドレ
スタグストライプを当該ストライプの順番に順次読み込
み、読み込んだストライプに含まれる各論理アドレスタ
グブロックに設定されている論理アドレスと対応するデ
ータストライプの物理アドレスとから前記アドレス変換
テーブルを再構成する手段を更に具備することを特徴と
する請求項１記載のディスクアレイ装置。 - 【請求項８】 前記再構成手段は、前記論理アドレスタ
グストライプを読み込む毎に当該論理アドレスタグスト
ライプに含まれている各論理アドレスタグブロックを取
り出して、当該各論理アドレスタグブロックに含まれて
いる各論理アドレスを取り出し、この取り出した論理ア
ドレスを含むアドレス変換情報が前記アドレス変換テー
ブルに未登録の場合に、当該論理アドレスと対応するデ
ータストライプの物理アドレスとを含むアドレス変換情
報を前記アドレス変換テーブルに登録することを特徴と
する請求項７記載のディスクアレイ装置。 - 【請求項９】 前記アドレス変換テーブルに設定されて
いる前記各アドレス変換情報には、対応する物理アドレ
スで指定される前記ディスクアレイ内の領域へのデータ
書き込み時のタイムスタンプが、前記論理アドレスタグ
ブロックには、対応する１データストライプ分のデータ
ブロックの前記ディスクアレイ内の領域へのデータ書き
込み時のタイムスタンプが、それぞれ含まれており、 前記再構成手段は、前記取り出した論理アドレスを含む
アドレス変換情報が前記アドレス変換テーブルに登録済
みの場合でも、対応する論理アドレスタグブロックに含
まれているタイムスタンプの方が前記取り出した論理ア
ドレスに対応する前記アドレス変換テーブル内のアドレ
ス変換情報に含まれているタイムスタンプより新しい場
合には、前記取り出した論理アドレスと対応するデータ
ストライプの物理アドレスとを含むアドレス変換情報を
前記アドレス変換テーブルに登録することを特徴とする
請求項８記載のディスクアレイ装置。 - 【請求項１０】 複数のディスク装置から構成されるデ
ィスクアレイを備え、ホストコンピュータからの書き込
み要求の指定するデータをブロック単位に分割して書き
込みバッファに詰めて蓄積し、当該バッファに１データ
ストライプ分の論理ブロック数のデータが蓄積された段
階で、その１データストライプ分の論理ブロックを含む
１データストライプ分のデータブロックが、前記ディス
クアレイ内の前記複数のディスク装置上の更新されるべ
きデータを保持している領域とは別の空き領域内の物理
的に連続する領域に書き込まれ、論理アドレスから物理
アドレスに変換するアドレス変換テーブルを参照して前
記ディスク装置をアクセスするディスクアレイ装置にお
けるデータ更新方法であって、 前記ディスクアレイに１データストライプ分のデータブ
ロックを書き込む際に、当該１データストライプ分のデ
ータブロック中の全論理ブロックに対する論理アドレス
を含む論理アドレスタグブロックを生成するステップ
と、 生成された論理アドレスタグブロックを、前記データス
トライプが格納される前記ディスクアレイ上のデータ領
域とは別に当該ディスクアレイ上に予め確保された論理
アドレスタグブロック領域中の、対応するデータストラ
イプの前記ディスクアレイ上のストライプ位置で決まる
論理アドレスタグブロック領域に保存するステップとを
具備することを特徴とするデータ更新方法。 - 【請求項１１】 前記生成された論理アドレスタグブロ
ックを論理アドレスタグブロックバッファに蓄積するス
テップを更に具備し、 前記保存ステップでは、前記１ストライプ分の論理アド
レスタグブロックが前記論理アドレスタグブロックバッ
ファに蓄積された段階で、前記論理アドレスタグブロッ
ク領域にまとめ書きすることを特徴とする請求項１０記
載のデータ更新方法。 - 【請求項１２】 前記ディスクアレイの前記論理アドレ
スタグブロック領域中から、ストライプ単位で論理アド
レスタグストライプを当該ストライプの順番に順次読み
込むステップと、 読み込んだストライプに含まれる各論理アドレスタグブ
ロックに設定されている論理アドレスと対応するデータ
ストライプの物理アドレスとから前記アドレス変換テー
ブルを再構成するステップとを更に具備することを特徴
とする請求項１０記載のデータ更新方法。
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