JP2010015347A - Disk array device and control unit and method thereof - Google Patents
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Abstract
Description
本発明は、ディスクアレイ装置及びその制御装置並びに制御方法に関し、特に、ミラーリングされるデータの書込み処理を高速化するディスクアレイ装置及びその制御装置並びに制御方法に関する。 The present invention relates to a disk array device, a control device thereof, and a control method, and more particularly, to a disk array device, a control device thereof, and a control method for speeding up writing processing of mirrored data.
近年、物理ディスクの大容量化に伴い、大量のデータが1つのディスクに格納されることが多い。これは、ビット単価の面からは好ましいが、逆に、ホストコンピュータからのIO(Input/Output)処理、特にライト動作のIO処理が多くなる原因となっている。例えば、ディスクアレイ装置内のキャッシュが枯渇すると物理ディスクへの書込み量が多くなるが、当該書込み処理の高速化が要求される場合には、物理ディスクの数が多い方が、個々の物理ディスクに対する負荷が分散され、書込み処理の高速化には有利となる。 In recent years, with the increase in capacity of physical disks, a large amount of data is often stored on one disk. This is preferable from the viewpoint of the bit unit price, but conversely, it causes a lot of IO (Input / Output) processing from the host computer, especially IO processing of write operation. For example, when the cache in the disk array device is depleted, the amount of writing to the physical disk increases. However, when the speed of the writing process is required, the larger the number of physical disks, The load is distributed, which is advantageous for speeding up the writing process.
一方、一般的に、信頼性の観点から、物理ディスクはミラーリングされることが多い。この場合、読出し処理において、データはミラーリングの対の一方のディスクからデータを読み出せばよい。しかし、書き込み処理では、ミラーリングの対をなす2個のディスクへのデータの書込みが必要なため、書込み処理の高速化が要求される。物理ディスクへの書込み処理速度は、ヘッドの機械的な動作であるヘッドの位置決め時間に大きく左右される。このため、データを書き込むべきアドレス即ちディスク内の物理アクセス位置が現在のヘッド位置から離れていた場合、ヘッド移動に時間がかかるため、処理時間が長くなってしまう。 On the other hand, in general, a physical disk is often mirrored from the viewpoint of reliability. In this case, in the reading process, data may be read from one disk of the mirroring pair. However, in the writing process, it is necessary to write data to the two disks that form a mirroring pair, so that a high-speed writing process is required. The writing processing speed to the physical disk is greatly influenced by the head positioning time, which is the mechanical operation of the head. For this reason, if the address at which data is to be written, that is, the physical access position in the disk is far from the current head position, it takes time to move the head, resulting in a longer processing time.
なお、ミラーリングされた磁気ディスク装置のための制御機構を、トラックの物理アドレスと論理アドレスとの間の通信レコードと、各磁気ディスク装置のための変換機位置決めアームの現在位置を維持するようにして、レコードへの読取りアクセスでは、保存されたトラックから最も近い磁気ディスク装置のアームが、レコードデータをアクセスすることが知られている。 It should be noted that the control mechanism for the mirrored magnetic disk device maintains a communication record between the physical address and logical address of the track and the current position of the converter positioning arm for each magnetic disk device. In the read access to the record, it is known that the arm of the magnetic disk device closest to the stored track accesses the record data.
また、通常の動作時には、スペアディスクを冗長ディスクのコピーとして使用し、リードモディファイライト時の冗長ディスクにかかる負荷を分散することにより、ディスクアレイ装置の同時複数書込み処理の実現と高速化、及びディスクアレイ装置の信頼性を向上させることが知られている。 In normal operation, the spare disk is used as a copy of the redundant disk, and the load on the redundant disk at the time of read-modify-write is distributed. It is known to improve the reliability of array devices.
更に、アレイ型記憶装置において、パリティ記憶装置の複数パリティブロックへの同時独立アクセスを可能とすることでライト性能を改善することが知られている。
前述の従来技術によれば、読取りアクセスでは、当該トラックから最も近いアームが、レコードデータをアクセスする。従って、データの読出し処理は高速化することができる。しかし、この技術によっては、ミラーリングされるデータの書込み処理は高速化することはできない。 According to the above-described prior art, in the read access, the arm closest to the track accesses the record data. Therefore, the data reading process can be speeded up. However, this technique cannot speed up the process of writing mirrored data.
また、前述の従来技術によれば、スペアディスクを冗長ディスクのコピーとして使用する。従って、冗長ディスクにかかる負荷を分散することができる。しかし、この技術によっては、負荷分散の結果として間接的には処理を高速化することはできても、データの読出し処理及び書込み処理は高速化することはできない。 Further, according to the above-described prior art, the spare disk is used as a copy of the redundant disk. Therefore, the load on the redundant disk can be distributed. However, although this technique can indirectly speed up processing as a result of load distribution, it cannot speed up data reading and writing.
また、前述の従来技術によれば、複数のパリティブロックへ同時に独立してアクセスすることができる。しかし、この技術によっては、パリティブロックへのライト処理は高速化することはできても、ミラーリングされるデータの読出し処理及び書込み処理は高速化することはできない。 In addition, according to the above-described conventional technology, a plurality of parity blocks can be simultaneously accessed independently. However, according to this technique, the write process to the parity block can be speeded up, but the read process and write process of the mirrored data cannot be speeded up.
本発明は、ミラーリングされるデータの書込み処理を高速化するディスクアレイ装置を提供することを目的とする。 It is an object of the present invention to provide a disk array device that speeds up the write processing of mirrored data.
また、本発明は、ミラーリングされるデータの書込み処理を高速化するディスクアレイ装置の制御装置を提供することを目的とする。 Another object of the present invention is to provide a control device for a disk array device that speeds up writing processing of mirrored data.
また、本発明は、ミラーリングされるデータの書込み処理を高速化するディスクアレイ装置の制御方法を提供することを目的とする。 It is another object of the present invention to provide a disk array apparatus control method that speeds up the process of writing mirrored data.
このディスクアレイ装置は、第1のディスクと、第2のディスクと、第3のディスクと、コントロール手段とを備える。第1のディスクは、当該ディスクの外側から順に論理アドレスを割当てられる。第2のディスクは、前記第1のディスクとミラーリングの対をなし、当該ディスクの内側から順に論理アドレスを割当てられる。第3のディスクは、前記第1及び第2のディスクに書き込むべきデータを、予め定められた順に書き込む。コントロール手段は、前記第1及び第2のディスクの双方が使用中でない場合に、前記第1及び第2のディスクのいずれかアクセス時間が短いディスクと前記第3のディスクとに当該データを書込み、前記第1及び第2のディスクの一方が使用中である場合に、前記第1及び第2のディスクの当該使用中でないディスクと前記第3のディスクとに当該データを書込む。 This disk array device includes a first disk, a second disk, a third disk, and a control means. The first disk is assigned a logical address in order from the outside of the disk. The second disk forms a mirroring pair with the first disk, and is assigned a logical address in order from the inside of the disk. The third disk writes data to be written to the first and second disks in a predetermined order. The control means writes the data to the third disk and the disk having a short access time of either the first disk or the second disk when both the first disk and the second disk are not in use. When one of the first and second disks is in use, the data is written to the first and second disks that are not in use and the third disk.
このディスクアレイ装置の制御装置及び制御方法は、前述の第1乃至第3のディスクを備えるディスクアレイ装置を制御する。この制御装置及び制御方法によれば、前記第1及び第2のディスクの双方が使用中でない場合に、前記第1及び第2のディスクのいずれかアクセス時間が短いディスクと前記第3のディスクとに当該データを書込み、前記第1及び第2のディスクの一方が使用中である場合に、前記第1及び第2のディスクの当該使用中でないディスクと前記第3のディスクとに当該データを書込む。 This control device and control method for a disk array device controls a disk array device including the first to third disks described above. According to the control device and the control method, when both the first and second disks are not in use, one of the first and second disks having a short access time and the third disk And when one of the first and second disks is in use, the data is written to the non-use disk of the first and second disks and the third disk. Include.
このディスクアレイ装置並びにその制御装置及びその制御方法によれば、第1及び第2のディスクの双方が使用中でない場合、ミラーリングされるデータは、第1及び第2のディスクのいずれかアクセス時間が短いディスクと第3のディスクとに書込まれる。第3のディスクはデータを予め定められた順に書き込むので、そのアクセス時間は極めて短い。従って、この場合のアクセス時間は、第1及び第2のディスクにおけるより短いアクセス時間に依存して定まる。また、第1及び第2のディスクの一方が使用中である場合、ミラーリングされるデータは、第1及び第2のディスクの当該使用中でないディスクと第3のディスクとに書込まれる。従って、この場合のアクセス時間は、第1及び第2のディスクのアクセス時間に依存して定まる。 According to this disk array apparatus, its control apparatus, and its control method, when both the first and second disks are not in use, the mirrored data has the access time of either the first or second disk. Written on a short disk and a third disk. Since the third disk writes data in a predetermined order, its access time is very short. Therefore, the access time in this case is determined depending on the shorter access time in the first and second disks. Also, when one of the first and second disks is in use, the mirrored data is written to the first and second disks that are not in use and the third disk. Accordingly, the access time in this case is determined depending on the access times of the first and second disks.
以上の結果、ミラーリングされるデータの書込み処理におけるアクセス時間をその時点での最短の時間とすることができる。これにより、ミラーリングされるデータの書込み処理を高速化することができる。 As a result, the access time in the write processing of the mirrored data can be made the shortest time at that time. As a result, the writing process of the mirrored data can be accelerated.
図1は、本発明の一実施態様であるディスクアレイ装置及びその制御装置の構成を示す図である。 FIG. 1 is a diagram showing the configuration of a disk array device and its control device according to an embodiment of the present invention.
図1において、ホスト装置1は、例えばホストコンピュータ、サーバ(サーバ装置)等からなる。ホスト装置1は、データ転送手段としてのHBA(Host Bus Adaptor)11を備える。HBA11は、ディスクアレイ装置2にデータの書込みを要求し、書き込むべきデータをディスクアレイ装置2に送信する。また、HBA11は、ディスクアレイ装置2にデータの読出しを要求し、ディスクアレイ装置2から読み出されたデータを受信する。HBA11は、例えばコンピュータのPCI(Peripheral Components Interconnect)バスに従うカードアダプタ等である。
In FIG. 1, the
ディスクアレイ装置2は、コントローラ部3と、ディスク格納部4を備える。コントローラ部3は、HBA11からの要求に応じて、ディスク格納部4へのデータの書込み及びディスク格納部4からのデータの読出しを制御する。
The
コントローラ部3は、チャネル制御部31、CPU32、キャッシュメモリ33、ディスク制御部34、ディスク管理テーブル35、ホットスペアディスクデータ管理テーブル(HSD管理テーブル)36を備える。
The
ディスク格納部4は、複数のディスク装置41を備える。ディスク装置41は、データを格納するために使用される。ディスク格納部4は、データをミラーリングする。ディスク装置41の中で、ミラーリングの対を構成する一方のディスクを「ディスク装置41A」と表し、他方のディスクを「ディスク装置41B」と表す。ミラーリングの対を構成するディスク装置41A及びディスク装置41Bは、予め定められる。
The
ディスク格納部4は、1又は複数のディスク装置42を備える。ディスク装置42は、予備のディスク(ホットスペアディスク)である。即ち、ディスク装置42は、ミラーリングの対を構成せず、ディスク装置41が故障した場合等において、当該故障したディスク装置41に代えて使用される。
The
しかし、この例では、ディスク装置42は、ディスク装置41の予備ディスクとして用いられる他に、ミラーリングすべきデータを一時的に記録するためのデータバッファとして用いられる。換言すれば、予備ディスクとして用いられていないディスク装置42が、データバッファとして用いられる。
However, in this example, the
ディスク装置41及びディスク装置42は、例えば磁気ディスク装置即ちハードディスク装置(HDD:Hard Disk Drive)である。ディスク装置41及びディスク装置42は、光ディスク等の円盤型の媒体であっても良い。
The
なお、ディスク格納部4において、1個のディスク装置41A、1個のディスク装置41B、1個のディスク装置42を1組として、複数の組を設けるようにしても良い。また、1個のディスク装置41Aと1個のディスク装置41Bを1組として、1組毎に又は複数の組毎に、1個のディスク装置42を設けるようにしても良い。
In the
コントローラ部3において、チャネル制御部31は、ホスト装置1のHBA11との間でデータ転送を実行する。即ち、チャネル制御部31は、HBA11からのデータの書込み要求及び書き込むべきデータを受信し、CPU32に送る。また、チャネル制御部31は、HBA11からのデータの読出し要求をCPU32に送り、キャッシュメモリ33又はディスク格納部4から読み出されたデータをHBA11に送信する。
In the
CPU32は、コントローラ部3を制御して、HBA11からデータの書込み要求及びデータの読出し要求を実行する。このために、CPU32は、コントローラ部3におけるデータ転送のための演算を実行し、これに基づいて、チャネル制御部31、キャッシュメモリ33、ディスク制御部34の間におけるデータ転送を制御する。キャッシュメモリ33は、チャネル制御部31とディスク制御部34との間でデータ転送を行う際、一時的にデータを記憶する。
The
ディスク制御部34は、CPU32からの制御に従って、ディスク装置41A及びディスク装置41B、ディスク装置42に対するデータの読出し及び書込みを制御する。このために、ディスク制御部34は、ディスク管理テーブル35及びHSD管理テーブル36を用いる。これらについては、図3等を参照して後述する。
The
図2は、図1のディスクアレイ装置におけるディスクの説明図である。 FIG. 2 is an explanatory diagram of disks in the disk array apparatus of FIG.
図2(A)において、ディスク装置41Aは、矢印Aで示すように、当該ディスクの外側から、論理アドレスを順に(昇順に)割当てられる。即ち、当該ディスクの外周方向から、順に、トラック及びセクタの物理位置に従って論理アドレスが割り当てられる。従って、ディスク装置41Aにおいて、論理アドレスの昇順は物理アドレスの昇順と一致する。このようなディスクを「ミラー正」又は第1のディスクと言うこととする。
In FIG. 2A, the
図2(B)において、ディスク装置41Bは、矢印Bで示すように、当該ディスクの内側から、論理アドレスを順に(昇順に)割当てられる。即ち、当該ディスクの内周方向から順にトラック及びセクタの物理位置に従って論理アドレスが割り当てられる。従って、ディスク装置41Bにおける論理アドレスは、ディスク装置41Aにおける論理アドレスと逆とされる。ディスク装置41Bにおいて、論理アドレスの昇順は物理アドレスの昇順と逆になる。このようなディスクを「ミラー副」又は第2のディスクと言うこととする。
In FIG. 2B, as indicated by the arrow B, the
図2(C)において、ディスク装置42は、矢印Cで示すように、当該ディスクの外側から、論理アドレスを順に(昇順に)割当てられる。即ち、ディスク装置42と同様である。しかし、データバッファとして用いられるディスク装置42(以下、単にディスク装置42)において、書き込むべきデータは、予め定められた順に書き込まれる。この書込みの順は、当該データのディスク装置41におけるアドレスとは独立に、当該ディスク装置42において定められる。例えば、書き込むべきデータは、当該ディスクにおける物理アドレスの先頭から順に書込まれる。具体的には、ディスク装置42においては、ディスク制御部34により、当該書込み処理の直前の書き込み処理が行われた物理アドレスに続く物理アドレスに、当該書込み処理におけるデータが書込まれる。
In FIG. 2C, the
なお、図2(A)は、ディスク装置41Aが備える複数のディスク(物理ディスク)の中の1個の物理ディスク101Aのみについて示す。図2(B)は、ディスク装置41Bが備える複数の物理ディスクの中の1個の物理ディスク101Bのみについて示す。図2(C)は、ディスク装置42が備える複数の物理ディスクの中の1個の物理ディスク101Cのみについて示す。
FIG. 2A shows only one
また、物理ディスク101Aは、ヘッド103A、アーム105A、トラック111A、113Aを備える。トラック111Aはヘッド位置のトラックであり、トラック113Aはトラック111Aの次の隣接トラックである。セクタ115Aは、トラック111Aにおける最終アクセス時のヘッド位置のセクタである。物理ディスク101B及び物理ディスク101Cにおいても、同様である。
The
また、ディスク装置41Aにおいて、外周方向から論理アドレスが割当てられるため、トラック111Aの内側の隣接トラックであるトラック113Aが、論理アドレス上、トラック111Aの次トラックとなる。これは、ディスク装置42においても、同様である。一方、ディスク装置41Bにおいて、内周方向から論理アドレスが割当てられるため、論理アドレス上、トラック111Bの外側の隣接トラックであるトラック113Bが、トラック111Bの次トラックとなる。
In the
図3(A)はディスク管理テーブル35を示し、図3(B)はHSD管理テーブル36を示す。 3A shows the disk management table 35, and FIG. 3B shows the HSD management table 36.
図3(A)において、ディスク管理テーブル35は、ディスク装置41及び42における物理ディスク毎に、ディスク種別と、最終アクセス時のヘッドの位置情報とを格納する。ディスク装置41及び42の物理ディスクは、物理ディスク番号(ID)により表される。例えば、ディスク装置41Aの物理ディスク101Aの物理ディスク番号は「1」とされる。ディスク種別は、当該物理ディスクの属するディスク装置41又は42が「ミラー正」「ミラー副」「ホットスペアディスク(データバッファ)」であるかの区別である。最終アクセスヘッド位置は、当該ディスク装置41又は42における最後の(直前の)アクセスを実行した後のヘッド位置である。例えば、ディスク装置41Aの最終アクセスヘッド位置をP(a)と表すとする。
In FIG. 3A, the disk management table 35 stores the disk type and head position information at the time of the last access for each physical disk in the
例えば、物理ディスク番号が「1」であるディスク装置41Aの物理ディスク101Aにおいて、その最終アクセスヘッド位置は、図2(A)において、トラック111Aのセクタ115Aである。そこで、セクタ115Aの論理アドレス値が最終アクセスヘッド位置P(a)として、ディスク管理テーブル35に格納される。物理ディスク101Bの最終アクセスヘッド位置P(b)は、図2(B)におけるトラック111Bのセクタ115Bの論理アドレス値である。物理ディスク101Cの最終アクセスヘッド位置P(c)は、図2(C)におけるトラック111Cのセクタ115Cの論理アドレス値である。
For example, in the
最終アクセスヘッド位置P(a)は、例えば、以下の処理により算出される。なお、ディスク装置41Bの最終アクセスヘッド位置P(b)及びディスク装置42の最終アクセスヘッド位置P(c)についても、同様である。
The final access head position P (a) is calculated by the following process, for example. The same applies to the final access head position P (b) of the
例えば、計算の簡単化のために、物理ディスクを円周方向に例えば2等分して、外側の1/2周を第1領域とし、内側の1/2周を第2領域とする。また、物理ディスク101Aのトラックの数を100とする。従って、第1領域は、最外周da(第1トラック)から物理ディスク101Aの中点dbの直前のトラック(第50トラック)までである。第2領域は、物理ディスク101Aの中点dbの直後のトラック(第51トラック)から最内周dc(第100トラック)までである。第1領域におけるセクタ密度Xは1000セクタ/トラックであり、第2領域におけるセクタ密度Yは500セクタ/トラックであるとする。なお、以下の例は、外周から順に論理アドレスが割当てられる場合の例である。
For example, to simplify the calculation, the physical disk is divided into, for example, two equal parts in the circumferential direction, and the outer half of the circumference is set as the first area and the inner half of the circumference is set as the second area. The number of tracks on the
このような例において、第1領域における最終アクセスヘッド位置P(a)は、P(a)=LBA1÷Xにより求まる。ここで、LBA1は、第1領域における最終アクセスの論理ブロックアドレスLBA(Logical Block Address)の値である。この例では、LBAは、セクタ単位で計算されるものとする。LBAの値は、先頭トラックである第1トラックにおける先頭セクタである第1セクタを「0番地」として、セクタが1個増加する毎に、アドレスが1番地増加するものとする。 In such an example, the final access head position P (a) in the first area is obtained by P (a) = LBA1 ÷ X. Here, LBA1 is the value of the logical block address LBA (Logical Block Address) of the last access in the first area. In this example, it is assumed that the LBA is calculated in units of sectors. The LBA value is assumed to be that the first sector, which is the first sector in the first track, which is the first track, is “address 0”, and the address increases by one each time one sector is added.
例えば、LBA1=10002番地の場合、最終アクセスヘッド位置P(a)は、10002(番地/セクタ)÷1000(セクタ/トラック)=第10トラックの第2セクタとなる。 For example, when LBA1 = 100002, the final access head position P (a) is 10002 (address / sector) ÷ 1000 (sector / track) = second sector of the 10th track.
第2領域における最終アクセスヘッド位置P(a)は、P(a)=(LBA2−db×X)÷Y+dbにより求まる。ここで、LBA2は、第2領域における最終アクセスの論理ブロックアドレスLBAの値である。 The final access head position P (a) in the second area is obtained by P (a) = (LBA2-db * X) / Y + db. Here, LBA2 is the value of the logical block address LBA of the last access in the second area.
例えば、LBA1=60014番地の場合、最終アクセスヘッド位置P(a)は、(LBA2−50×1000)÷Y+50=(60014−50×1000)(番地/セクタ)÷500(セクタ/トラック)+50(トラック)=第70トラックの第14セクタとなる。 For example, when LBA1 = address 60014, the final access head position P (a) is (LBA2-50 × 1000) ÷ Y + 50 = (60014−50 × 1000) (address / sector) ÷ 500 (sector / track) +50 ( Track) = the 14th sector of the 70th track.
図3(B)において、HSD管理テーブル36は、当該ディスク装置42に格納された複数のデータ毎に、その先頭格納位置と、データ長と、正規の格納位置とを格納する。先頭格納位置は、例えば当該ディスク装置42における物理アドレス(又は論理アドレス)により表される。正規の格納位置は、当該データがミラーリングの対をなすディスク装置41A及び41Bに格納される場合における論理アドレス(以下、正規のアドレスという)である。正規のアドレスは、当該ディスク装置41A及び41Bにおける物理ディスク番号(ID)と、当該物理ディスクにおける論理アドレスとを含む。
In FIG. 3B, the HSD management table 36 stores the head storage position, data length, and regular storage position for each of a plurality of data stored in the
複数のデータは、当該データが当該ディスク装置42に格納される順にHSD管理テーブル36に登録される。例えば、あるデータについて見ると、その先頭格納位置はSA(d)、データ長はL(g)、その正規の格納位置は物理ディスク番号が1かつ格納位置がP(j)である。この場合、次のデータの先頭格納位置SA(e)は、直前のデータの先頭格納位置SA(d)にそのデータ長L(g)を加算したアドレスの次のアドレスとなる。従って、ディスク装置42においては、常に、直前の書込み処理のためのアクセスにおける最終アクセスヘッド位置の次の位置から、当該書き込み処理が開始される。
The plurality of data is registered in the HSD management table 36 in the order in which the data is stored in the
図4は、ディスク装置42における書込み処理を示す図である。
FIG. 4 is a diagram showing a writing process in the
図4において、ディスク装置42には、複数のデータが、ブロックBa、Bb、Bc、Bd、Beに記憶されているものとする。例えば、ブロックBaのデータが、図3(B)における先頭格納位置SA(d)のデータであるとする。この場合、ディスク装置42の物理ディスク101Cのトラック111Cにおいて、ブロックBaには、データ長L(g)のデータが格納されている。ブロックBaは、例えば複数のセクタに格納され、その先頭の論理アドレスはSA(d)である。このデータの正規の格納位置は、物理ディスク番号が1であるディスク装置41Aにおける格納位置P(j)である。ブロックBb等についても、同様である。
In FIG. 4, it is assumed that the
例えば、ブロックBaのデータの書込み処理の後にブロックBbのデータが書込まれる場合、ヘッド103Cは、殆ど移動する必要が無い。従って、ディスク装置42における書込み処理のためのアクセス時間は、事実上、無視することができる。
For example, when the data of the block Bb is written after the data writing process of the block Ba, the head 103C hardly needs to move. Therefore, the access time for the writing process in the
また、例えば、ブロックBeのデータの書込み処理の後において、ブロックBaのデータを格納するディスク装置41A又は41Bについてのアクセスが無い期間(空き時間)が生じたとする。ディスク制御部34は、この空き時間を利用して、ブロックBaのデータをディスク装置42から読み出して、ディスク装置41A又は41Bにおける正規の格納位置に書込む。この場合、当該読出し処理の結果、ディスク装置42において、そのヘッド103Cの位置は、ブロックBaのデータの最後の位置となる。
Further, for example, it is assumed that a period (empty time) in which there is no access to the
そこで、ディスク制御部34は、正規の格納位置への書込み処理の後に、ヘッド103Cを、当該正規の格納位置への書込み処理の直前の状態に復帰させる。即ち、ヘッド103Cの位置は、ブロックBeのデータの最後の位置とされる。これにより、ブロックBbのデータの次のデータが書込まれる場合、ヘッド103Cは、殆ど移動する必要が無い。従って、この場合も、ディスク装置42における書込み処理のためのアクセス時間は、事実上、無視して良い。
Therefore, the
以上により、ディスク装置42は、高速で書込み処理を行うデータバッファとして動作する。これにより、ディスク装置41A及び41Bの双方にミラーリングされるデータを書込むよりも高速で、書込み処理を行うことができる。この結果、ディスクアレイ装置2のアクセス処理の負荷を分散することができる。
As described above, the
図5は、ミラーリングされたデータをディスク装置41Aとディスク装置41Bから読出す処理を示す図である。
FIG. 5 is a diagram showing a process of reading the mirrored data from the
例えば、読出し処理の対象であるデータが、ディスク装置41Aにおいては、図5(A)に示すように、セクタ125Aに存在し、ディスク装置41Bにおいては、図5(B)に示すように、セクタ125Bに存在するとする。
For example, the data to be read is present in the
この場合、ディスク制御部34は、ディスク装置41A又はディスク装置41Bのいずれか一方から当該データを読出し、キャッシュメモリ33に転送する。この転送後、コントローラ部3はキャッシュメモリ33から当該データをホスト装置1のHBA11へ転送する。
In this case, the
この時、ディスク制御部34は、ディスク管理テーブル35に基づいて、ディスク装置41A又はディスク装置41Bのいずれから当該データを読み出すかを決定する。即ち、ヘッド103A又は103Bが当該データのブロックに移動するまでの時間、即ち、ヘッドの位置決め時間(シーク時間+サーチ時間)を最短とするディスク装置41A又は41Bが選択される。
At this time, the
具体的には、ディスク制御部34は、ディスク管理テーブル35を参照し、ディスク装置41Aにおけるヘッド103Aの最終アクセスヘッド位置P(a)と、ヘッド103Bの最終アクセスヘッド位置P(b)を読み出す。そして、ディスク制御部4は、ヘッド103Aの最終アクセスヘッド位置P(a)と、当該データが存在するセクタ125Aの論理アドレス値とから、ヘッド103Aの位置決め時間を算出する。ディスク装置41Bにおけるヘッド103Bについても、同様に、位置決め時間を算出する。
Specifically, the
例えば、セクタ125Aの場合、位置決め時間は、(1トラック分のヘッド移動)+(1/3回転)程度となる。一方、セクタ125Bの場合、位置決め時間は、(98トラック分のヘッド移動)+(1/4回転)程度となる。従って、セクタ125Aの移動時間の方が短い。
For example, in the case of the
この計算結果に基づいて、ディスク制御部34は、ヘッド103Aの移動時間がより短い物理ディスク101A(ディスク装置41A)のセクタ125Aを選択する。従って、データは、ディスク装置41Aから読み出される。
Based on the calculation result, the
以上により、ディスク装置41A及び41Bの一方から、ミラーリングされたデータの読出し処理を、より高速で行うことができる。この結果、ディスクアレイ装置2のアクセス処理の負荷を分散することができる。
As described above, the mirrored data can be read from one of the
なお、以上は、当該データがキャッシュメモリ33に存在しない場合の処理である。当該データがキャッシュメモリ33に存在する場合、当該データは、キャッシュメモリ33から読み出されて、ホスト装置1へ転送される。
The above is the processing when the data does not exist in the
以上のように、ディスク制御部34は、ディスク装置41A、ディスク装置41B、ディスク装置42についての書込み処理及び読出し処理を行う。即ち、ディスク制御部34は、書込み処理において、ディスク装置41A及びディスク装置41Bの双方が使用中でない場合に、ディスク装置41A及びディスク装置41Bのいずれかアクセス時間が短いディスク装置と、ディスク装置42とに、当該データを書込む。この書込み処理を第1の書込み処理という。
As described above, the
また、ディスク制御部34は、書込み処理において、ディスク装置41A及びディスク装置41Bの一方が使用中である場合に、ディスク装置41A及びディスク装置41Bの当該使用中でないディスク装置と、ディスク装置42とに、当該データを書込む。この書込み処理を第2の書込み処理という。ここで、「一方が使用中」とは、当該一方の装置が読出し処理中である場合を言い、ある書込み処理中に他の書込み処理が実行されることは無い。
In addition, when one of the
ディスク制御部34は、第1又は第2の書込み処理においてディスク装置42に書込んだデータを、ディスク装置41又はディスク装置42の一方に書込む。この書込み処理を正規のアドレスへの書込み処理という。この時書き込まれるディスク装置は、当該第1又は第2の書込み処理において当該データが書込まれなかったディスク装置である。正規のアドレスへの書込み処理は、当該ディスクについての他の書込み処理及び他の読出し処理が行われていない期間に、実行される。
The
これにより、最終的には、書込み処理において、データは、ディスク制御部34により、ディスク装置41Aとディスク装置41Bにおける同一の論理アドレス(正規のアドレス)に書込まれる。正規のアドレスへの書込み処理の後、HSD管理テーブル36における当該データについての情報は、ディスク制御部34により削除される。
Thereby, finally, in the writing process, the data is written by the
ディスク制御部34は、書込み処理によって書き込まれたデータの読出し処理において、前記第1及び第2のディスクのいずれかアクセス時間が短いディスクから当該データを読み出す。
The
ディスク制御部34は、ディスク管理テーブル35に格納された情報に基づいて、データ書込み要求時に、ディスク装置41Aとディスク装置41Bから、書込み対象の論理アドレスに対応する物理アクセス位置へ移動するヘッドの位置決め時間(“シーク時間+サーチ時間”とする)を最短とするディスクを判断して選択する。
Based on the information stored in the disk management table 35, the
そして、ディスク制御部34は、このように選択されたディスクへデータを書込む。これと共に、ディスク制御部34は、ミラーリングの対象データを、ヘッドの位置が保持され、かつ、ヘッドの移動時間が短いディスク装置42の予め定めた論理アドレスへ、予め定めた順序により一時的に書込む。この書込みの情報は、HSD管理テーブル36に記録し、格納される。この書込み終了後、ディスク装置42のヘッド位置を論理アドレスの物理位置に保持するように制御する。
Then, the
以上の結果、ミラーリング時のディスク装置41Aとディスク装置41Bとに対し同時処理的に同一データを両ディスクに書込む動作に比較して、一方の書込みデータを一時的にディスク装置42に書込むことにより、ヘッドの位置決め時間を短くすることができ、ディスクアレイ装置2の書込み処理の一時的な負荷処理に対する占有時間を短縮することができる。
As a result, one write data is temporarily written to the
また、このように一時的にディスク装置42に書込んだデータは、本来のミラーリングされるディスクに対して、当該ディスクのアクセスが行われていない空き時間中に、HSD管理テーブル36に基づいて、ディスク装置42から処理データを転送し、当該ディスクの所定論理アドレスへ書込む。これにより、ディスクアレイ装置2のアクセス処理の負荷を分散することができる。
Further, the data temporarily written in the
更に、ホスト装置1からのデータ読出し要求時において、コントローラ部3は、ディスク管理テーブル35に格納された情報に基づいて、ディスク装置41A又はディスク装置41Bから、読出し要求データのブロックの論理アドレスに対応する物理位置へ移動するヘッドの位置決め時間(シーク時間+サーチ時間)を最短とするディスクを判断して選択する。
Further, at the time of a data read request from the
当該ディスクの選択後、コントローラ部3は、選択されたディスクからデータを読出し、その読出し終了後の論理アドレスの物理位置にヘッド位置を保持するように制御する。この状態での論理アドレスを、ディスク制御部34からディスク管理テーブル35に通知し、その情報をディスク管理テーブル35が格納する。
After selecting the disk, the
以上により、ミラーリングされたディスクアレイ装置2において、データ読出し要求時に、ディスク装置41Aとディスク装置41Bの中でヘッドの位置決め時間を短くすることができるディスクを判断し、選択できるようにすることで、読出し処理時間を短縮することができる。
As described above, in the mirrored
以下、図6〜図8を参照して、図1のディスクアレイ装置における書込み処理と読出し処理について説明する。 Hereinafter, the writing process and the reading process in the disk array apparatus of FIG. 1 will be described with reference to FIGS.
図6は、ディスクアレイ装置2における第1の書込み処理の流れを示し、図7は、ディスクアレイ装置2における第2の書込み処理の流れを示す。図8は、ディスクアレイ装置2における読出し処理の流れを示す。
6 shows the flow of the first write processing in the
図6は、ディスク装置41A、ディスク装置41Bともに使用中でない場合における第1の書込み処理(第1の書込み処理)の流れを示す説明図である。
FIG. 6 is an explanatory diagram showing the flow of the first write processing (first write processing) when neither the
コントローラ部3では、書込み要求を受信したチャネル制御部31からこれを通知されたCPU32がキャッシュメモリ33上に空きが存在するか否かを調べる。キャッシュメモリ33上に空きが存在した場合、CPU32によりチャネル制御部31からデータをキャッシュメモリ33上へ書込む指示が出され、この指示によりデータがキャッシュメモリ33上に書込まれる(TR11)。キャッシュメモリ33は、ディスク制御部34に対して、書込み要求のあることを通知する。この通知を受けたディスク制御部34は、ディスク格納部4の中からデータ書込み対象のディスク装置を判断し、選択する。即ち、ディスク制御部34は、前述のように、ディスク管理テーブル35を参照して、ディスク装置41Aとディスク装置41Bの中で、アクセス時間がより短い方を選択する。この場合、例えばディスク装置41Aが選択される。
In the
次に、ディスク制御部34は、キャッシュメモリ33へ書込みデータの転送指示を出し、この後、データを受信する(TR12)。ディスク制御部34は、最初にディスク装置41Aに対して、転送されたデータを書き込む(TR13)。
Next, the
この書込み終了後、ディスク制御部34は、ディスク装置42に対して、ディスク装置41Aに対して書込んだデータと同じデータを書込む処理を行う(TR14)。この際、ディスク装置42は、前述した説明のようにディスクのトラックの外周方向から順次使用される。
After this writing is completed, the
ディスク制御部34は、ディスク装置42にデータを書込むと同時に、HSD管理テーブル36に、書込んだデータに関して、ディスク装置42における先頭格納位置等を格納する。この後、ディスク制御部34は、ディスク装置41Bが空いている時間に、HSD管理テーブル36に基づいて、ディスク装置42から、ディスク装置41Bへ書込む(TR15)。
The
一方、コントローラ部3において、キャッシュメモリ33上に空きが存在しなかった場合、キャッシュメモリ33上に空きを作るために、ディスク装置41A又はディスク装置42について、処理TR12〜TR15と同様の処理を行う。即ち、キャッシュメモリ33が、例えばLRU(Least Recently Used)制御により選択したデータについて、当該ディスク装置41に当該データの書き込みを行う。これにより、キャッシュメモリ33上に空き領域ができる。そこで、この空き領域を利用して、処理TR11〜TR15を実行する。
On the other hand, in the
なお、この書込み処理においても、キャッシュメモリ33から書込み要求の通知を受けたディスク制御部34は、ディスク格納部4の中からデータ書込み対象のディスク装置を判断し、ディスク管理テーブル35を参照して、ディスク装置41Aとディスク装置41Bの中で、アクセス時間がより短い方を選択する。
Also in this write process, the
以上のようなミラーリングされたディスクへの書込み処理において、ディスク制御部34により、ディスク装置42のヘッドは、ヘッドの移動時間が最短(もしくは、それに近い時間)となるように制御される。これにより、通常のミラーリング正及び副のディスクに同時に書込み処理を行うよりも、書込み処理の負荷分散ができ、ホスト装置1側の書込み要求から書込み処理完了待ちの時間を短縮することができる。
In the writing process to the mirrored disk as described above, the head of the
具体的な例を挙げると、ハードディスク(Hard Disk Drive:HDD)におけるアクセス時間Tacsは、以下の式により求められる。即ち、Tacs=Tseek+Trot+Ttrsである。アクセス時間Tacsは、データの処理要求からデータの読出し又は書き込み処理が終了するまでの時間である。 As a specific example, the access time Tacs in a hard disk (Hard Disk Drive: HDD) is obtained by the following equation. That is, Tacs = Tseek + Trot + Ttrs. The access time Tacs is the time from the data processing request until the data reading or writing process is completed.
ここで、シーク時間Tseek(平均位置決め時間)は、データを読込むために、磁気ヘッドをデータが格納されているトラックまで移動する時間である。シーク時間Tseekは、標準的なHDDにおいて、数ミリ秒のオーダであり、例えば8ミリ秒である。 Here, the seek time Tseek (average positioning time) is a time required to move the magnetic head to a track storing data in order to read data. The seek time Tseek is on the order of several milliseconds in a standard HDD, for example, 8 milliseconds.
サーチ時間Trot(平均回転待ち時間)は、データが格納されているセクタがヘッドに来るまでの時間である。サーチ時間Trotは、通常は1分間あたりの回転数RPM(rpm)から求められる。即ち、Trot=1/RPM×60(秒)÷2である。例えば、回転数RPMが10000(rpm)である場合、サーチ時間Trot=60(秒)/10000(回転)÷2=3(ミリ秒)となる。 The search time Trot (average rotation waiting time) is a time until a sector in which data is stored reaches the head. The search time Trot is normally obtained from the number of revolutions RPM (rpm) per minute. That is, Trot = 1 / RPM × 60 (seconds) / 2. For example, when the rotation speed RPM is 10,000 (rpm), the search time Trot = 60 (seconds) / 10000 (rotation) / 2 = 3 (milliseconds).
データ転送時間Ttrsは、目的とするセクタのデータを読み出し又は書き込みする時間である。即ち、Ttrs=60(秒)/RPM×1/(トラック当りの平均セクタ数)である。例えば、トラック当りの平均セクタ数が1000セクタである場合、データ転送時間Ttrs=60(秒)/10000(rpm)×1/1000=0.006(ミリ秒)となる。 The data transfer time Ttrs is a time for reading or writing data of a target sector. That is, Ttrs = 60 (seconds) / RPM × 1 / (average number of sectors per track). For example, when the average number of sectors per track is 1000 sectors, the data transfer time Ttrs = 60 (seconds) / 10000 (rpm) × 1/1000 = 0.006 (milliseconds).
以上の例によれば、アクセス時間Tacs=8(ミリ秒)+3(ミリ秒)+0.006(ミリ秒)となる。以上から、アクセス時間Tacsの大部分は、シーク時間とサーチ時間に依存し、データ転送時間はほぼ無視して良いことが判る。 According to the above example, the access time Tacs = 8 (milliseconds) +3 (milliseconds) +0.006 (milliseconds). From the above, it can be seen that most of the access time Tacs depends on the seek time and the search time, and the data transfer time can be almost ignored.
以上のように、第1の書込み処理の場合、ミラーリングの一方のディスクに書込むデータを、ディスク装置41Aとディスク装置41Bの中で、今回の書込みアクセス位置と最終アクセスヘッド位置の格納情報から判断する。
As described above, in the case of the first write process, the data to be written to one of the mirrored disks is determined from the storage information of the current write access position and the last access head position in the
ディスク装置41Aとディスク装置41Bでは、外周方向、内周方向での論理アドレス割当が異なるため、最短であるヘッド位置のディスクを選択することにより、平均で、アクセス時間をTseek(平均位置決め時間)/2に短縮することができる。例えば、前述のアクセス時間Tacsの計算例で言えば、平均で、Tseek/2=8(ミリ秒)/2=4(ミリ秒)だけ、アクセス時間を削減することができる。
Since the logical address assignment in the outer circumferential direction and the inner circumferential direction is different between the
また、ディスクアレイ装置2によれば、ホスト装置1からの書込み要求処理時において、ミラーリングのもう一方のディスクへ書込むデータを、ディスク装置42に書込む処理により、ディスク装置42の保持ヘッド位置の論理アドレスに書込むため、前述の(a)シーク時間と(b)サーチ時間を無くすことができる。これにより、前述のアクセス時間Tacsの計算例で言えば、Tseek+Trot=8(ミリ秒)+3(ミリ秒)=11(ミリ秒)だけ、アクセス時間を削減することができる。
Further, according to the
以上の結果、ミラーリング時のディスク装置41Aとディスク装置41Bに対し、同時処理的に同一データを両ディスクに書込む動作に比較して、一方の書込みデータを一時的にディスク装置42に書込むことにより、ディスクアレイ装置2の書込み処理の一時的な負荷処理に対する占有時間を短縮することができる。
As a result, compared with the operation of writing the same data to both disks simultaneously in the
図7は、書込み処理の際に、ディスク装置41Aが読出し処理中である場合における書込み処理(第2の書込み処理)の説明図である。
FIG. 7 is an explanatory diagram of the writing process (second writing process) when the
第2の書込み処理において、基本的には、第1の書込み処理における処理TR11〜TR15と同様にして、処理TR21〜TR25が実行される。この場合、処理TR23において、前述のように、ディスク装置41Aが使用中であるので、ディスク装置41Bに当該データが書込まれる。
In the second writing process, the processes TR21 to TR25 are basically executed in the same manner as the processes TR11 to TR15 in the first writing process. In this case, in the process TR23, as described above, since the
以上により、前述のアクセス時間Tacsの計算例で言えば、平均で、Tseek+Trot=8(ミリ秒)+3(ミリ秒)=11(ミリ秒)だけ、アクセス時間を削減することができる。 As described above, in the calculation example of the access time Tacs described above, the access time can be reduced on average by Tseek + Trot = 8 (milliseconds) +3 (milliseconds) = 11 (milliseconds).
また、ディスク装置41Aにおけるアクセス時間がディスク装置41Bにおけるアクセス時間よりも短いとしても、ディスク装置41Aが選択されることは無い。使用中のディスク装置41Aが使用可能となるまで待つよりも、ディスク装置41Bに書込む方が、平均して、より早く書込み処理を終了することができる。従って、使用中のディスク装置41Aが使用可能となるまで待ってこれに当該書き込み処理を行うことは無く、また、当該選択のためにアクセス時間を算出して比較する処理を行うことも無い。これにより、ディスク制御部4における処理の負担を軽減することができる。
Even if the access time in the
図8は、ディスク読出し処理要求があった時の読出し処理の動作説明の図である。 FIG. 8 is a diagram for explaining the operation of read processing when a disk read processing request is made.
ホスト装置1からディスクアレイ装置2に対してデータ読出し要求が発生すると、コントローラ部3において、読出し要求を受信したチャネル制御部31からこれを通知されたCPU32がキャッシュメモリ33上に空きが存在するか否かを調べる。存在する(キャッシュヒットした)場合、CPU32によりデータをキャッシュメモリ33からチャネル制御部31へ読み出す指示が出され、この指示によりデータがチャネル制御部31に読み出される。このデータは、チャネル制御部31から、ホスト装置1のHBA11に転送される。
When a data read request is generated from the
一方、コントローラ部3において、キャッシュメモリ33上にデータが存在しない(キャッシュヒットしない)場合、CPU32によりディスク制御部34にデータを読み出す指示が出される。これに応じて、ディスク制御部34は、ディスク装置41A又はディスク装置41Bのいずれかを選択し、選択したディスク装置(例えば、ディスク装置41A)からデータを読出す(TR31)。次に、ディスク制御部34からキャッシュメモリ33にデータが転送され(TR32)、この後、キャッシュメモリ33からチャネル制御部31を介して(TR33)、ホスト装置1側へ転送される。
On the other hand, when there is no data in the cache memory 33 (no cache hit) in the
ここで、処理TR31においてディスク装置41は、以下のように選択される。例えば、ディスク制御部34は、HSD管理テーブル36を参照して、当該データがディスク装置42に格納されているか否かを調べる。ディスク装置42に格納されていない場合、ディスク制御部34は、図5を参照して前述したように、読出し処理時間の短い方のディスク装置4141A又はディスク装置41Bのいずれかを選択する。一方、ディスク装置42に格納されている場合、ディスク制御部34は、HSD管理テーブル36に格納された正規のアドレスに基づいて、当該ディスク装置とミラーリングの対をなす他方のディスク装置41A又は41Bを選択する。
Here, in the process TR31, the
なお、この例では、処理TR31において、ディスク装置42は選択されない。ディスク装置42を選択すると、当該読出し処理のためにヘッドの移動が生じ、これが却って書き込み処理の時間短縮の障害となるからである。
In this example, the
以上により、平均で、アクセス時間をTseek(平均位置決め時間)/2に短縮することができる。例えば、前述のアクセス時間Tacsの計算例で言えば、平均で、Tseek/2=8(ミリ秒)/2=4(ミリ秒)だけ、アクセス時間を削減することができる。 As described above, the access time can be shortened to Tseek (average positioning time) / 2 on average. For example, in the calculation example of the access time Tacs described above, the access time can be reduced by an average of Tseek / 2 = 8 (milliseconds) / 2 = 4 (milliseconds).
1 ホスト装置
2 ディスクアレイ装置
3 コントローラ部
4 ディスク格納部
11 ホストバスアダプター(HBA)
31 チャネル制御部
32 CPU
33 キャッシュメモリ
34 ディスク制御部
35 ディスク管理テーブル
36 ホットスペアディスクデータ管理テーブル(HSD管理テーブル)
41、42 ディスク
1
31
33
41, 42 discs
Claims (5)
前記第1のディスクとミラーリングの対をなし、当該ディスクの内側から順に論理アドレスを割当てられた第2のディスクと、
前記第1及び第2のディスクに書き込むべきデータを、予め定められた順に書き込む第3のディスクと、
前記第1及び第2のディスクの双方が使用中でない場合に、前記第1及び第2のディスクのいずれかアクセス時間が短いディスクと前記第3のディスクとに当該データを書込み、前記第1及び第2のディスクの一方が使用中である場合に、前記第1及び第2のディスクの当該使用中でないディスクと前記第3のディスクとに当該データを書込むコントロール手段とを備える
ことを特徴とするディスクアレイ装置。 A first disk assigned logical addresses in order from the outside of the disk;
A second disk that is in a mirroring pair with the first disk and is assigned a logical address in order from the inside of the disk;
A third disk for writing data to be written to the first and second disks in a predetermined order;
When both the first and second disks are not in use, the data is written to either the first disk or the second disk, which has a shorter access time, and the third disk, And a control means for writing the data to the third disk and the third disk that are not in use when one of the second disks is in use. Disk array device to be used.
ことを特徴とする請求項1記載のディスクアレイ装置。 The control means writes the data written on the third disk to the first and second disks, on which the data has not been written in the writing process, to the other write on the disk. 2. The disk array device according to claim 1, wherein writing is performed during a period in which processing and other reading processing are not performed.
ことを特徴とする請求項1記載のディスクアレイ装置。 2. The disk according to claim 1, wherein the control unit reads the data from a disk having a short access time of either the first disk or the second disk in a reading process of the data written by the writing process. Array device.
前記第1及び第2のディスクの双方が使用中でない場合に、前記第1及び第2のディスクのいずれかアクセス時間が短いディスクと前記第3のディスクとに当該データを書込み、前記第1及び第2のディスクの一方が使用中である場合に、前記第1及び第2のディスクの当該使用中でないディスクと前記第3のディスクとに当該データを書込む
ことを特徴とするディスクアレイ装置の制御装置。 A first disk assigned a logical address in order from the outside of the disk, a second disk having a mirroring pair with the first disk, and assigned a logical address in order from the inside of the disk; A control device for a disk array device comprising a third disk for writing data to be written to the first and second disks in a predetermined order;
When both the first and second disks are not in use, the data is written to either the first disk or the second disk, which has a shorter access time, and the third disk, When one of the second disks is in use, the data is written to the non-use disk and the third disk of the first and second disks. Control device.
前記第1及び第2のディスクの双方が使用中でない場合に、前記第1及び第2のディスクのいずれかアクセス時間が短いディスクと前記第3のディスクとに当該データを書込み、前記第1及び第2のディスクの一方が使用中である場合に、前記第1及び第2のディスクの当該使用中でないディスクと前記第3のディスクとに当該データを書込む
ことを特徴とするディスクアレイ装置の制御方法。 A first disk assigned a logical address in order from the outside of the disk, a second disk having a mirroring pair with the first disk, and assigned a logical address in order from the inside of the disk; A control method for a disk array device comprising a third disk for writing data to be written to a first disk and a second disk in a predetermined order,
When both the first and second disks are not in use, the data is written to either the first disk or the second disk, which has a shorter access time, and the third disk, When one of the second disks is in use, the data is written to the non-use disk and the third disk of the first and second disks. Control method.
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