JP2914261B2

JP2914261B2 - 外部記憶制御装置及び外部記憶装置制御方法

Info

Publication number: JP2914261B2
Application number: JP7349609A
Authority: JP
Inventors: 明浩安東; 信次宍戸; 裕越; 功上澤
Original assignee: Fuji Xerox Co Ltd
Current assignee: Fujifilm Business Innovation Corp
Priority date: 1995-12-20
Filing date: 1995-12-20
Publication date: 1999-06-28
Anticipated expiration: 2015-12-20
Also published as: US5778166A; JPH09171440A

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は、情報処理装置によっ
て使用される外部記憶装置を制御する外部記憶制御装置
に関し、特に、情報処理装置からの読み出し命令に対し
て読み出したデータの転送速度を保証する外部記憶制御
装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】パーソナルコンピュータ等の情報処理装
置によって使用される外部記憶装置としては、例えば、
ランダムアクセス可能なハードディスクがある。ハード
ディスクは低コスト且つ大容量であるが、ＲＡＭ等の半
導体メモリと比較するとデータ転送が低速である。この
ため、ハードディスク高速化技術として、ハードディス
クを並列制御する技術が注目されている。これは並列デ
ィスクと呼ばれ、ハードディスク単体の数倍（最大で並
列台数倍）の転送速度が得られる。このような制御装置
を用いたものとして、特開平１−１４０３２６号公報
や、文献Ｄ．Ａ．Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ、Ｇ．Ｇｉｂｓ
ｏｎ、Ｒ．Ｈ．Ｋａｔｚ、”ＡＣａｓｅｆｏｒＲ
ｅｄｕｎｄａｎｔＡｒｒａｙｓｏｆＩｎｅｘｐｅ
ｎｓｉｖｅＤｉｓｋｓ（ＲＡＩＤ）”、ＡＣＭＳ
ＩＧＭＯＤＣｏｎｆｅｒｅｎｃｅ、Ｃｈｉｃａｇｏ、
ＩＬ（Ｊｕｎｅ１９８８）にその例が開示されてい
る。

【０００３】図２１、図２２および図２３を参照して、
従来の並列ディスクを説明する。図２１において、１０
１は＃１〜＃ＮのＮ個のディスク（外部記憶装置）を並
列に配した外部記憶装置、１０２は読み出し手段、１０
３は終了検出手段、１０４は選択手段であり、１０５は
外部記憶手段１０１にコマンドやデータを入力する入力
信号線、１０６は外部記憶装置１０１が読み出し処理の
終了を通知する出力信号線、１０７は外部記憶装置１０
１がデータを出力する出力信号線、１０８は情報処理装
置が読み出し手段１０２にコマンドやデータを入力する
入力信号線、１０９は読み出し手段１０２が情報処理装
置に読み出し処理の終了を通知する出力信号線、１１０
は終了検出手段１０３が読み出し手段１０２に終了を通
知する出力信号線、１１１は選択手段１０４が情報処理
装置へデータを出力する出力信号線である。

【０００４】上記のような構成において、例えば、ホス
ト（情報処理装置）が外部記憶装置１０１（並列ディス
ク）にディスクアドレス”５１２”から１ＭＢ分のファ
イルを読み出させる場合を図２２を参照して説明する。
ここで、簡単のためにＮ＝４として外部記憶装置１０１
が４台のディスク＃１〜＃４から構成されているとす
ると、並列ディスク装置１０１は＃１〜＃４の４台のデ
ィスクからホストのバッファメモリに同時にデータを読
み出す。まず、ディスクに発行されるアドレスは全て５
１２÷４＝１２８、リード長は全て１ＭＢ÷４＝２５６
ｋＢに変換される（ステップＳ１２１）。なお、これ
らホストからのコマンドのアドレス及び読み出し長の変
換は、読み出し手段１０２が行う。

【０００５】この後、読み出し手段１０２が入力信号線
１０５を介してディスク＃１〜＃４を起動し、それぞれ
のディスクから出力信号線１０７を介して選択手段１０
４へデータを出力する（ステップＳ１２２）。なお、選
択手段１０４はディスク＃１〜＃４から入力されたデー
タを適宜選択し、出力信号線１１１を介してバッファメ
モリの適切なアドレスに出力する。そして、各ディスク
が出力信号線１０６を介して処理の終了を終了検出手段
１０３に通知すると（ステップＳ１２３）、終了検出手
段１０３はこれら通知を記憶し（ステップＳ１２４）、
終了検出手段１０３が全てのディスクでの処理の終了を
検出すると（ステップＳ１２５）、終了検出手段１０３
は出力信号線１１０を介して読み出し手段１０２に読み
出し終了を通知し、読み出し手段１０２はホストに出力
信号線１０９を介して読み出し終了を通知する。

【０００６】図２３には、アドレスＡからデータ長Ｌ
（＝１ＭＢとする）のデータを読み出す場合のバッフ
ァ、ディスク上のデータ配置、および転送順序を示して
ある。なお、図中の単体ディスクアドレスは各ディスク
１０１（＃１〜＃４）単体のアドレスであり、ディスク
１０１（＃１〜＃４）内に記載してある数字はこれら並
列ディスクを１台のディスクとして捉えたときのアドレ
スである。並列ディスクの読み出しアドレス区間Ｒと、
ディスク＃ｉ（ｉ＝１，２，３，４）の読み出しアド
レス区間Ｒｉは、式（１）〜（３）のように示される。

【０００７】

【数１】Ｒ＝｛Ａ，Ａ＋１，Ａ＋２，・・・，Ａ＋Ｌ−１｝・・・・・（１）

【０００８】

【数２】Ｒ＝Ｒ１＋Ｒ２＋Ｒ３＋Ｒ４・・・・・（２）

【０００９】

【数３】Ｒｉ＝｛ｊ∈Ｒ｜ｊ≡ｉ−１（ｍｏｄ４）｝・・・・・（３）

【００１０】各ディスクへのコマンド発行時にはＲｉを
使用し、並列ディスクアドレスＡからデータ長Ｌのデー
タを読み出す時は各ディスクにアドレスＡ／４から（Ａ
／４）＋（Ｌ／４）−１までを読み出させる。ここで
は、ディスクからバッファメモリへの転送時に、ＤＭＡ
Ｃのアレイチェインを用いてデータの並べかえを行って
いるが、読み出し終了後にホストがデータの並べかえを
行っても構わない。以上の動作により、並列ディスクア
ドレスのＡからＡ＋Ｌ−１までを４並列で読み出すこと
が可能となる。

【００１１】この時のデータ転送タイムチャートを示す
と、図１９（ｂ）のようになる。なお、図中の矢印実線
は平均読み出し時間（ディスクリード）である。単体デ
ィスクの通常時のデータ転送タイムチャートを示す図１
９（ａ）と比較すると、単体ディスクでは４単位時間か
かるが、並列ディスクでは１単位時間しかかからない。
このように、４台のディスクにより並列ディスク構成を
することにより、ディスク１台だけを使用する時と比較
して最大４倍の転送速度が得られる。

【００１２】また、近年では、高速プリントサーバ、Ｖ
ＯＤ（ビデオ・オン・デマンド）サーバ等、画像をリア
ルタイムで扱うシステムが増加してきた。これらは大量
の画像データを扱うために高速な記憶装置を必要とする
が、それと同時にデータ読み出し時の速度保証が必要で
ある。例えば、高速プリントサーバの場合には、プリン
タが一定速度でプリント処理を行うことから、サーバが
プリンタに一定速度で画像データを供給しなければ、白
紙、あるいは一部が欠落した画像が出力される可能性が
ある。また、ＶＯＤの場合には、サーバがクライアント
に一定速度で画像データを供給しなければ、フレーム落
ちや映像の乱れが発生する。

【００１３】上記のような不具合は、動画像を扱うＶＯ
Ｄにおいてはフレーム落ちは一瞬であるため利用者に発
見されない場合が多く、上記の不具合はそれほど問題と
はならないが、プリントサーバにおいては静止画像を扱
うためラインやブロックの欠落が発生すればほとんどの
利用者に発見されるため重大な問題となり、欠落が発生
すれば紙詰まりと同様に破棄されることとなる。因み
に、プリンタそのもののエラー率は１０^-6程度であるた
め、プリンタに本来の性能を発揮させるためには、デー
タを供給するプリントサーバはこれより例えば１〜２桁
以上小さなエラー率が要求される。ところが、ハードデ
ィスク単体では読み出し時の速度が一定でないという欠
点があるため、現実には、読み出し速度の保証どころ
か、読み出し速度（読み出し時間）の予想すら困難であ
る。

【００１４】ハードディスクの読み出し速度にばらつき
を与えている主な要因には、以下のようなものがある。（１）シーク時間（所要時間１０ｍｓ程度、読み出し毎
に発生）、ハードディスクのメディアは円盤であり、デ
ータの読み出し・書き込み対象となるトラックは、同心
円状に配置される。トラックには複数のセクタが存在
し、ヘッドが目的のトラックの目的のセクタへと移動し
て初めてデータの読み出し・書き込みが可能になる。複
数のメディアが存在する場合、中心から同一距離にある
トラックをまとめてシリンダと呼ぶが、ヘッドを目的の
シリンダに移動させるためにかかる時間がシーク時間で
あり、このようなシーク動作は次のような過程からなっ
ている。

【００１５】ｉ）加速：シークする距離の半分に達する
か、あるいは、定められた最大移動速度になるまでヘッ
ドを加速する。ｉｉ）定速移動：長い距離をシークするときには、加速
された最大速度でヘッドを移動させる。ｉｉｉ）減速：ヘッドを目的のトラックの近傍に停止さ
せる。ｉｖ）セトリング：サーボ機構によってヘッド位置の微
調整を行う。例えば、現在主流のハードディスクにおいては、平均シ
ーク速度は１０ｍｓ程度であり、数シリンダ以下の非常
に短いシークにおいては、シーク時間のほとんどはセト
リングの時間で、１〜２ｍｓ程度である。また、５００
シリンダ以下の短距離シークでは、シーク時間のほとん
どは加速の時間であり、１０〜１５ｍｓ程度である。ま
た、それ以上の長距離シークでは、定速移動に時間がか
かり、２０〜３０ｍｓ程度である。

【００１６】ハードディスクが半導体メモリからなるバ
ッファを所持する場合には、平均シーク時間を短縮する
ことも可能である。減速後からセトリングが終了するま
での間に、その時点で読み出し可能なトラックから半導
体メモリにデータを読み出す。もし、目的のトラックで
あったならば、この時に読み出したデータを採用して読
み出し終了までの時間を短縮することができる。ホスト
やハードディスクが読み出しや書き込みコマンドの順序
を入れ換えてシーク時間が短くなるようにスケジューリ
ングすることにより、総シーク時間を減少させることも
可能であるが、これには限界がある。

【００１７】（２）回転待ち時間（所要時間５ｍｓ程
度、読み出し毎に発生）、前述のようにハードディスク
のメディアは円盤であるため、ヘッドが目的のトラック
に移動した後に目的のセクタに到達するまでに時間がか
かる。平均回転待ち時間は回転数の逆数の半分であり、
例えば、最近主流の７２００ｒｐｍ（＝１２０ｒｐｓ）
の製品であれば、１÷１２０÷２＝４．２×１０^-3秒と
なる。なお、最大回転待ち時間は回転数の逆数であり、
最小回転待ち時間は”０”である。ハードディスクが半
導体メモリからなるバッファを所持する場合には、実質
的な回転待ち時間を短縮することも可能である。例え
ば、シーク終了後、目的のセクタがヘッドを既に通り過
ぎていた時に、その時点で読み出し可能なセクタから半
導体メモリにデータを読み出すことにする。この時に読
み出したデータが読み出し対象であるならば、新たに同
じデータを読み出すことなく半導体メモリのデータを使
用することにより、読み出し終了までの時間を短縮する
ことができるが、アクセスパターンに依存するため時間
短縮にも限界がある。

【００１８】（３）リードエラーリトライ（所要時間１
０ｍｓ程度、読み出し時に１０^-10でランダムに発
生）、メディアからアナログ情報を読み出してディジタ
ル情報に復号する時に、アナログ情報が不安定であった
り、あるいはノイズによる影響でエラーが検出されるこ
とがある。訂正可能なエラーであった場合には、データ
は復号ＬＳＩにより訂正されるだけで処理時間の遅延は
ないが、訂正不可能なエラーであった場合には、リトラ
イを行うこととなる。リトライ回数の上限は設定可能
で、通常は１０回程度である。リトライ方法は、エラー
データを含むセクタの再読み出しである。したがって、
リトライ１回当たりの遅延はメディアが１回転する時間
であり、７２００ｒｐｍのハードディスクの場合には
８．３ｍｓである。エラーの原因がノイズのような偶発
的なのもであるならば、ほとんどの場合は１回のリトラ
イで回復する。しかしながら、メディアの破損やハード
ディスクの故障が原因であるならば、例え１０回リトラ
イしての回復しない場合が多い。この時は、１００ｍｓ
以上の遅延が発生するだけでなく、読み出しそのものが
失敗してしまう。

【００１９】（４）シークエラーリトライ（所要時間１
００ｍｓ以上、読み出し時に１０^-6でランダムに発
生）、シーク時に、目的のシリンダを発見できないこと
がある。この原因は、温度変化によるベアリングの粘性
抵抗の変化やメディアの温度膨張によるシーク失敗、外
部からの振動、サーボ面の破損等といった様々なものが
考えられる。これらの原因により、ヘッドが目的のシリ
ンダ付近へシークできず、シークエラーが発生する。シ
ークエラーが発生した場合には、リトライを行うが、リ
トライ回数は最高で５回程度である。リトライ時の成功
確率を向上させるために、ヘッドをいったん最外周のシ
リンダへ移動させてから目的のシリンダへ移動させるた
め、リトライ１回当たりの遅延は大きく、１００ｍｓ程
度である。

【００２０】（５）サーマルリキャリブレーション（所
要時間５００〜１０００ｍｓ程度、数十分に１回発
生）、ハードディスクはモータの発熱、ＬＳＩの発熱、
設置されている環境等に応じて、使用中に温度が変化す
る。この場合、前述したようにシークエラーと温度変化
に密接な関係があるので、シークパラメータを再調整す
る必要があり、これをサーマルリキャリブレーションと
呼ぶ。サーマルリキャリブレーションは、前回のサーマ
ルリキャリブレーションの終了から一定時間経過後、あ
るいは温度変化が設定値を越えたときに行われる。サー
マルリキャリブレーションの間隔は製品によって異なる
が、１０分〜２０分に１回というものが多い。サーマル
リキャリブレーションはコマンド実行中には発生しない
が、コマンド実行時に併せてサーマルリキャリブレーシ
ョンを実行するような製品も存在し、最大で約１秒の遅
延が発生する。サーマルリキャリブレーションは、例え
ば、予め設定したシリンダ間でシーク→シリンダ位置確
認→パラメータへのフィードバック→シーク・・・・・
という手順で行われ、目的のシリンダ位置と実際のシリ
ンダ位置との差が設定値以下となるまで、各ヘッドに対
してシークパラメータを更新する。

【００２１】（６）アドレスによる読み出し速度の違い
（最大で４０〜５０％の速度差、読み出し毎に発生）、
ハードディスクのメディアは円盤であるため、データが
同一密度で記録されるならば、外周部の方が内周部より
多くのデータを記録できる。メディアの回転数は一定で
あることを考えると、外周部からの読み出しの方が内周
部からより高速になり、製品によって異なるが、外周部
からの方が４０〜５０％高速となる。

【００２２】上記した（１）〜（６）の内、（１）、
（２）、（６）は必ず発生するものであるため、これら
に対しては期待値の代わりに最悪値を使用することによ
り、読み出し速度を保証することができる。しかしなが
ら、（３）〜（５）のようなイレギュラーに対しては予
測不能であり、有効な対策を図る必要がある。このよう
なイレギュラーは、温度や湿度の影響を受けやすい。従
来、外部記憶装置は計算機本体と共に温度変化が小さい
計算機室に設置されていたが、例えば、プリントサーバ
の外部記憶装置であると、必然的に温度変化が大きいオ
フィス内に設置される場合が多い。したがって、近年で
は、従来より高い確率でイレギュラーが発生すると考え
られる。

【００２３】ここで、従来の並列ディスクにおいてもハ
ードディスク単体と同様に、読み出し時の速度保証がな
いという欠点があった。これは、並列ディスクにおい
て、データが複数のディスクに分散・配置されているた
めに、データが配置されているディスクが全て正常に動
作しない限り、期待通りの速度が得られないことが原因
である。単位時間当たりのイレギュラー発生確率がｐの
単体ディスクをＮ台使用した時、並列ディスク全体での
単位時間当たりのイレギュラー発生確率ｐ_Aは式（４）
のようになる。

【００２４】

【数４】ｐ_A＝１−（１−ｐ）^N ・・・・・（４）

【００２５】イレギュラーとは、リキャリブレーション
（再調整）やエラー等により、処理速度が低下すること
を意味する。例えば、温度変化に対応するためのサーマ
ルリキャリブレーションは、通常、１０〜２０分に１回
という高い頻度で発生する。ディスクが４台ならば、イ
レギュラーは単体ディスク時と比較して４倍近い頻度で
発生するので、３〜５分に１回のイレギュラーが発生す
ると予想される。イレギュラー発生時のデータ転送タイ
ムチャートを示すと、図２０（ｂ）のようになる。ここ
では、イレギュラー発生による時間経過を７単位時間と
している。図２０（ｂ）において、並列ディスクではデ
ィスク＃２にイレギュラーが発生したために８単位時間
かかっており、図２０（ａ）に示す単体ディスクの場合
の１１単位時間と比較すると、約４０％しか高速になっ
ていない。イレギュラーが発生していない時の速度と比
較すると、単体ディスクの速度は、４．０÷１１．０＝
（約）１／２．８に低下しているだけだが、並列ディス
クの速度は、１．０÷８．０＝１／８．０に著しく低下
している。従って、並列ディスクのリード速度に対し
て、イレギュラーの影響が大きいことが分かる。

【００２６】上記のようなイレギュラーが発生する度
に、高速プリンタならば白紙が出力され、ＶＯＤならば
フレーム落ちが発生する可能性がある。これらを回避す
るためには、最悪データ供給速度が高速プリンタやＶＯ
Ｄクライアントが要求する速度以上であることを保証す
る必要がある。これらに対する解決策として、バッファ
にデータを蓄えておき、イレギュラー発生時にはバッフ
ァのデータを使用する方法がある。しかしながら、大容
量データの供給速度を保証するためには大容量のバッフ
ァが必要になるという欠点がある。例えば、Ａ４サイズ
のフルカラー（２４ｂｉｔｓ／ｄｏｔ）・４００ｄｏｔ
ｓ／２５．４ｍｍの原稿を、毎秒１枚出力する高速プリ
ンタを利用するアプリケーションにおいて、イレギュラ
ーが最大１秒間継続し、その間は並列ディスクからのデ
ータ転送が停止する場合には、約５０ＭＢ／秒のデータ
を必要とするので、必要なバッファ量は５０ＭＢ／秒×
１秒＝５０ＭＢとなる。ＶＯＤでも同様に、１０Ｍｂｉ
ｔｓ／秒のデータを必要とするＶＯＤクライアントが５
０人いるなら、１０Ｍｂｉｔｓ／秒×１秒×５０＝６
２．５ＭＢにも達する。このように、上記のアプリケー
ションに従来例を適用する場合には、大容量のバッファ
が必要となる。

【００２７】また、大容量のバッファを実装した場合に
は、レスポンスが低下するという問題がある。レスポン
スとは、サービス要求を受け付けてからサービスを開始
できるまでにかかる時間を意味する。読み出し速度保証
をするために、バッファをリードデータで満たすまで、
プリントやビデオ送信は開始できない。例えば、前記の
条件で、並列ディスクが平均７０ＭＢ／秒で動作すると
仮定すると、バッファなしの場合と比較して、高速プリ
ンタの場合は、５０ＭＢ÷７０ＭＢ／秒＝０．７秒、Ｖ
ＯＤの場合は、６２．５ＭＢ÷７０ＭＢ／秒＝０．９
秒、レスポンスが低下する。

【００２８】ここで、以上の計算は、イレギュラーが連
続発生しないと仮定した場合のものである。先の条件で
一度イレギュラーが発生した場合に、再びリード速度保
証が可能になるまでにかかる時間は、高速プリンタの場
合は、５０ＭＢ÷（７０ＭＢ／秒−５０ＭＢ／秒）＝
２．５秒、ＶＯＤの場合は、６２．５ＭＢ÷（７０ＭＢ
／秒−６２．５ＭＢ／秒）＝８．３秒となる。この間、
リード速度保証は出来ない。ここで、以下のように仮定
する。・イレギュラー発生の確率過程をポアソン過程とする。・イレギュラー継続時間は１秒とする。・複数のディスク間でのイレギュラー発生は独立事象で
あるとする。・イレギュラー発生確率は、１秒÷５分＝１／３００と
する。このような仮定に基づくと、イレギュラー発生直後から
ｔ秒以内に再びイレギュラーが発生する条件付き確率ｐ
ｉ（ｔ）は、式（５）のようになる。

【００２９】

【数５】ｐｉ（ｔ）＝１−ｅｘｐ（−ｔ／３００）・・・・・（５）

【００３０】例えば、式（５）にｔ＝２．５、ｔ＝８．
３を代入して、高速プリンタ、ＶＯＤの条件付きイレギ
ュラー発生確率を求めると、それぞれ、８．３×１
０^-3、２．７×１０^-2となる。従って、高速プリンタで
は、５分÷（８．３×１０^-3）＝１０時間に１回、ＶＯ
Ｄでは、５分÷（２．７×１０^-2）＝３時間に１回の期
待値で連続イレギュラーが発生し、データ供給が途切れ
ることとなる。

【００３１】

【発明が解決しようとする課題】従来の並列ディスクに
あっては、速度を高めようとして並列度を高めるほど、
イレギュラー発生確率も高くなる。従って、読み出し速
度保証をするために大量のバッファが必要になる。その
結果、レスポンスの低下、および、連続イレギュラーに
よるデータ供給停止の確率増大を招く。従って、従来の
並列ディスクでは、読み出し時の速度保証を求めるシス
テムには適用できないという問題があった。そこで、こ
の発明の目的は、複数の外部記憶装置（ディスク）を用
いてデータの多重化を行い、多重化されたデータを複数
の外部記憶装置から並列して読み出すような制御を行う
ことにより、イレギュラーが発生しても読み出し時の速
度を保証する外部記憶制御装置及び制御方法を提供する
ことにある。

【００３２】

【課題を解決するための手段】前記目的を達成するため
に、請求項１、請求項２、または請求項７に係る発明
は、図１に示すように、同一のデータがそれぞれに記憶
された複数の外部記憶装置＃１〜＃Ｎと、入力された読
み出し命令に応じてそれぞれの前記外部記憶装置から同
時にデータを読み出す読み出し手段２と、読み出し手段
２による読み出しが最も早く終了した外部装置を検出す
る終了検出手段３と、終了検出手段３により検出された
外部記憶装置から読み出されたデータを選択する選択手
段４と、終了検出手段３により検出された外部記憶装置
以外の外部記憶装置の内のイレギュラーが発生した外部
記憶装置を検出するイレギュラー検出手段５と、イレギ
ュラー検出手段５により検出された外部記憶装置に対し
て次回の読み出し命令を禁止する読み出し禁止手段６
と、を具備する。なお、図１には、複数の外部記憶装置
＃１〜＃Ｎをまとめて符号１で示してある。

【００３３】この発明では、読み出し手段２は図外のホ
ストから入力信号線１１を介して読み出しが指示される
と、複数の外部記憶装置＃１〜＃Ｎに読み出しコマンド
を発行し、この読み出しが終了したときには出力信号線
１２を介してホストに終了を通知する。終了検出手段３
は、複数の外部記憶装置の読み出し終了を検出可能であ
り、最初の１台の終了を検出すると読み出し手段２と選
択手段４に出力信号線１３を介して終了した当該外部記
憶装置を通知する。選択手段４はこの終了通知を受け取
ると、出力信号線１４を介して外部記憶装置から出力さ
れたデータを出力信号線１５を介して出力する。

【００３４】イレギュラー検出手段５は、読み出し手段
２から入力信号線１６を介して読み出しコマンドを発行
した外部記憶装置を通知され、また、外部記憶装置から
は読み出しが終了した外部記憶装置が出力信号線１７を
介して通知される。イレギュラー検出手段５は通知に含
まれる２種の情報（例えば、時刻とデータ転送量）から
イレギュラーが発生している外部記憶装置を検出し、読
み出し禁止手段６に入力信号線１８を介してイレギュラ
ーが発生している外部記憶装置を通知する。この通知に
基づいて、読み出し禁止手段６はイレギュラーが発生し
ている外部記憶装置へ読み出しコマンドを発行しないよ
うに制御する。したがって、この発明によれば、外部記
憶装置にイレギュラーが発生しても、他の正常な外部記
憶装置の読み出し結果が採用される。また、イレギュラ
ーが発生した外部記憶装置は、イレギュラー中に読み出
しコマンドを実行しないように制御される。

【００３５】また、前記目的を達成するために、請求項
３、請求項４、または請求項８に係る発明は、図２に示
すように、複数のブロックに分割された同一のデータが
それぞれに記憶された複数の外部記憶装置＃１〜＃Ｎ
と、外部記憶装置からデータを等分なブロック数ずつ重
複することなく読み出す読み出し手段２と、読み出し手
段２による読み出しが遅れている外部記憶装置を検出す
る遅れ検出手段と、読み出し手段２による読み出しが終
了している外部記憶装置を検出する終了検出手段３と、
遅れ検出手段７により遅れが検出された外部記憶装置の
読み出しが未終了なデータブロックを、終了検出手段３
により終了が検出された外部記憶装置から読み出す追加
読み出し手段８と、を具備する。なお、この発明は概ね
図１に示した構成に対して、イレギュラー検出手段５を
削除するとともに、遅れ検出手段７と追加読み出し手段
を追加した構成となっており、図２中には図１と同等な
部分については同一符号を付してある。

【００３６】この発明では、読み出し手段２は図外のホ
ストから入力信号線１１を介して読み出しを指示される
と、複数の外部記憶装置に対して読み出しコマンドを発
行し、読み出し終了時にはホストに対して出力信号線１
２を介して読み出し終了を通知する。終了検出手段３
は、複数の外部記憶装置の終了を出力信号線１７を介し
て検出可能であり、予め設定された終了台数を検出する
と、読み出し手段２と選択手段４には出力信号線１３を
介して、また、追加読み出し手段８には出力信号線１９
を介して読み出しを終了した外部記憶装置を通知する。
選択手段４はこの終了通知を受け取ると、外部記憶装置
から出力信号線１４を介して送られてきたデータを出力
信号線１５を介して出力する。

【００３７】遅れ検出手段７は読み出し禁止手段６から
入力信号線１６を介して読み出し対象の外部記憶装置を
通知され、外部記憶装置からは出力信号線１７を介して
読み出しの終了が通知される。遅れ検出手段７は通知に
含まれる２種の情報（例えば、時刻とデータ転送量）か
ら遅れが発生している外部記憶装置を検出し、読み出し
禁止手段６に出力信号線２０、追加読み出し手段８、出
力信号線２１を介して遅れが発生している外部記憶装置
を通知する。この通知に基づいて、読み出し禁止手段６
はイレギュラーが発生している外部記憶装置へ読み出し
コマンドを発行しないように制御する。また、追加読み
出し手段８は終了検出手段３からの通知と遅れ検出手段
７からの通知に基づいて、追加読み出しを行う外部記憶
手段を決定し、追加読み出しを行う。したがって、この
発明によれば、外部記憶装置にイレギュラーに基づく遅
れが発生しても、他の正常な外部記憶装置から代わりに
データを読み出す。また、イレギュラーが発生した外部
記憶装置はイレギュラー中には読み出しコマンドを実行
しない。

【００３８】前記目的を達成するため、請求項５または
請求項６に係る発明は、図３に示すように、読み出し制
御手段９と書き込み制御手段１０を有するものである。
読み出し制御手段９は図２中に破線で囲んで示すよう
に、読み出し手段２、終了検出手段３、選択手段４、読
み出し禁止手段６、遅れ検出手段７、追加読み出し手段
８により同様に構成されるが、外部記憶装置からデータ
を読み出すアドレスは書き込み制御手段１０に従う。書
き込み制御手段１０はデータを全ての外部記憶手段に分
散して書き込むように制御する第１の書き込み手段と、
第１の書き込み手段が分散して書き込んだデータをそれ
ぞれ別の外部記憶装置の別のアドレスに書き込むように
制御する第２の書き込み手段から構成される。

【００３９】この発明では、読み出し制御手段９または
書き込み制御手段１０は図外のホストから入力信号線２
２を介して読み出しまたは書き込みを指示され、また、
読み出しまたは書き込み終了時にはホストに対して出力
信号線２３を介して読み出しまたは書き込み終了を通知
する。読み出し制御手段９からは読み出しコマンドが、
書き込み制御手段１０からは書き込みコマンド及びデー
タが、各外部記憶装置に対して出力信号線２４を介して
出力される。また、外部記憶装置からのデータ及び通知
は出力信号線２５、２６を介して読み出し制御手段９及
び書き込み制御手段１０へ入力される。この書き込み
は、第１の書き込み手段と第２の書き込み９手段とが協
働して行い、例えば、第１の書き込み手段が外部記憶装
置の高速なアドレスにデータを書き込むように制御すれ
ば、読み出しは遅れが検出されない限り高速なアドレス
を利用し続けることが可能になる。

【００４０】

【発明の実施の形態】まず、本発明の第１実施例を図
１、図４〜図１０、図１９（ｃ）および図２０（ｃ）を
参照して説明する。図４において、２９はホストコンピ
ュータ（ホスト）、３０は周辺バス（バス）、３１〜３
４はそれぞれ外部記憶装置としてのディスク＃１〜＃
４、４１〜４４はそれぞれディスク＃１〜＃４に対応し
たバッファメモリ＃１〜＃４であり、ホスト２９、バッ
ファメモリ＃１〜＃４、ディスク＃１〜＃４はバス３０
を介して接続されている。本実施例では、ホスト２９
が、図１に示した読み出し手段２、終了検出手段３、選
択手段４、イレギュラー検出手段５、読み出し禁止手段
６を有する外部記憶制御装置を構成しており、バス３０
を介してバッファメモリ＃１〜＃４への読み出し及び書
き込み、ディスク＃１〜＃４に対する読み出し及び書き
込み制御を行う。

【００４１】バッファメモリ＃１〜＃４はそれぞれディ
スク＃１〜＃４からのデータ読み出し、およびディスク
＃１〜＃４へのデータ書き込みに使用し、ホスト２９か
ら自由に読み出しおよび書き込みが行える。これらバッ
ファメモリ＃１〜＃４は通常のハードディスク製品に
０．５〜１ＭＢ程度内蔵されており、図４には説明し易
くするために分離して示してある。ディスク＃１〜＃４
は全て同じタイプであることが望ましいが、一部を高速
なディスクにすれば読み出し高速化に有効である。ま
た、本実施例ではディスクは４台としているが、これ以
上多くても少なくてもよく、要は、複数台備えられてい
ればよい。

【００４２】図１、図５および図６を参照して、本実施
例における読み出し処理の手順を説明する。まず、読み
出し手段２がディスク（外部記憶装置）＃１〜＃４に発
行するコマンドをディスクの台数分準備し（ステップＳ
１）、以下の処理を外部記憶装置の台数分繰り返し行
う。すなわち、外部記憶装置にコマンドを発行する前
に、読み出し禁止手段６が指定された外部記憶装置が使
用可能かをチェックする（ステップＳ２）。なお、初期
状態では外部記憶装置は使用可能となっている。

【００４３】指定された外部記憶装置が使用可能な場合
には、読み出し禁止手段６は内部のフラグを使用可能か
ら使用不可能に変更して当該外部記憶装置を専有した後
（ステップＳ３）、イレギュラー検出手段５にコマンド
の内容を通知するとともに（ステップＳ４）、指定され
た外部記憶装置にコマンドを発行して起動させる（ステ
ップＳ５）。なお、イレギュラー検出手段５は、通知さ
れた外部記憶装置の起動時刻およびデータ転送量を記録
する（ステップＳ４）。そして、読み出し手段２が外部
記憶装置の指定を変更して（ステップＳ６）、以上の処
理（ステップＳ２〜Ｓ５）を繰り返し行わせ、このよう
な繰り返し処理が外部記憶装置の台数分行われたところ
で処理を一旦終了して（ステップＳ７）、起動した外部
記憶装置からの読み出し終了の割り込み発生を待つ。

【００４４】図６に示すように、この読み出し終了の割
り込みが発生した場合には（ステップＳ１１）、終了検
出手段３が当該割り込みを発生した外部記憶装置が同じ
読み出しコマンドによって起動されている外部記憶装置
の内で読み出し終了が最も早いかをチェックする（ステ
ップＳ１２）。この結果、最も読み出しが早い割り込み
である場合には、終了検出手段３が読み出し手段２と選
択手段４へ読み出し終了を通知し（ステップＳ１３）、
選択手段４に当該外部記憶装置が読み出したデータをホ
ストに転送させる（ステップＳ１４）。なお、割り込み
が最も早くない場合には、当該外部記憶装置が読み出し
たデータは既にホストに転送されており、専有する必要
がないので前記内部フラグを使用可能に変更する（ステ
ップＳ１５）。

【００４５】上記の処理（ステップＳ１４、Ｓ１５）の
後、イレギュラー検出手段５は、その時点で使用不可能
な外部記憶装置が使用可能になっているか否かを、例え
ば式（６）を使用してチェックする（ステップＳ１
６）。なお。式（６）中の、Ｓはその時点までのデータ
転送量、Ｘは外部記憶装置の正常時の最悪データ転送速
度、ｔは起動からの経過時間であり、ｆ（Ｓ,t）が負で
あるときにはイレギュラーが発生してデータ転送が遅れ
ているとみなす。ここで、イレギュラーが発生していな
いと判断された外部記憶装置については当該外部記憶装
置についての前記内部フラグを使用可能に変更した後、
（ステップＳ１８）、使用可能になった外部記憶装置を
読み出し禁止手段６に通知する（ステップＳ１９）。こ
の結果、今回新たに使用可能となった外部記憶装置につ
いて、読み出し禁止手段６は内部フラグを使用可能に変
更して処理を終了する（ステップＳ２０）。

【００４６】

【数６】ｆ（Ｓ,ｔ）＝Ｓ−Ｘｔ・・・・・（６）

【００４７】ここで、上記した読み出し禁止手段６の内
部フラグは、図７に示すような内部フラグテーブルに設
定され、ディスク（外部記憶装置）＃１〜＃４毎に使用
可または使用不可を示すフラグが設定される。このよう
にフラグによってそれぞれのディスク（外部記憶装置）
の状態を管理する理由は、イレギュラーが発生したもの
から次のデータ読み出しを行っても無駄だからである。
図８には、読み出しにおける各ディスク＃１〜＃４の処
理時間をタイムチャートで示してある。例えば、ディス
ク＃２〜の読み出しが、１回目はイレギュラーが発生
し、２回目は正常であった場合、１回目のイレギュラー
による遅れで２回目の読み出しは他のディスクにイレギ
ュラーが発生しない限り間に合わない。イレギュラー検
出手段５はこのような事態を式（６）によって検出し、
読み出し禁止手段６はこの検出に基づいて内部フラグを
更新する。

【００４８】また、上記の処理（ステップＳ１８）で読
み出しが未終了の外部記憶装置を使用可能にする理由
は、連続して効率的な読み出しを行うためである。すな
わち、最初の１台の読み出しが終了した時点では、他の
外部記憶装置は全て未終了であるので、次の読み出しは
この終了した１台の外部記憶装置で行うこととなってし
まう。通常、最初の１台の外部記憶装置の読み出しが終
了した時には、他の外部記憶装置の読み出しも終了に近
いと考えられるので、終了が近いと考えられる装置は使
用可能にして次の読み出しに使用できるようにし、１台
の外部記憶装置だけで読み出しを行う事態を回避する。

【００４９】次に、本実施例におけるデータ書き込み動
作を図９を参照して説明し、更に、本実施例のデータ読
み出し動作を図１０を参照して説明する。データ書き込
み動作では、まず、ホスト２９がディスクアドレスＡ
と、データ長Ｌを決定する。ここでは、データ長Ｌを１
ＭＢとし、データ長Ｌはバッファメモリ＃１〜＃４のサ
イズ以下であるとする。次いで、ディスク＃１〜＃４を
起動しデータを書き込むが、ディスク＃１〜＃４に書き
込むデータは全て同一のデータを用いる。そして、全て
のディスク＃１〜＃４に同一のデータを転送して処理を
終了する。

【００５０】データ読み出し動作では、上記のようにデ
ィスク＃１〜＃４に書き込まれたデータを読み出す。図
１０には、ディスク＃１〜＃４からバッファメモリ＃１
〜＃４にデータを読み出すときのディスクアドレスとバ
ッファメモリアドレスとの対応を示してあり、ディスク
＃１〜＃４のデータは図中に矢印で示されたバッファメ
モリ＃１〜＃４に転送される。なお、ディスク＃１〜＃
４内に記載してある数字はディスクアドレスであり、各
ディスク＃１〜＃４で同一の数字が存在するのは、デー
タを４台のディスクに多重化して書き込んであるからで
ある。また、バッファメモリ＃１〜＃４内の数字は数字
に対応するディスクアドレス（オフセットＡ）のデータ
が格納されることを示している。また、単体ディスクア
ドレスは、各ディスクを単体ディスクとみなしたときの
アドレスを示し。転送順序は、図中の矢印（アドレス昇
順）にディスク読み出しおよびデータ転送が行われる。

【００５１】このデータ読み出し動作では、まず、ホス
ト２９がディスクアドレスＡと、データ長Ｌを決定す
る。そして、全てのディスク＃１〜＃４を起動して読み
出しを行わせ、最初の１台のデータ転送が終了するのを
待ち、最初に終了したディスクからのデータを採用す
る。なお、最初の１台のデータ転送が終了した時に、次
回の読み出しの妨げとならないように、読み出し終了を
待つよりアボートする方が早いと考えられるときは、終
了していないディスクをアボートする。

【００５２】図１９（ｃ）と図２０（ｃ）には、通常時
とイレギュラー発生時とのデータ転送タイムチャートを
示してある。図１９（ａ）と図２０（ａ）に示す単体デ
ィスクの場合と比較すると、通常時は単体ディスクと同
程度の速度であるが、イレギュラー発生時には、単体デ
ィスクの場合は１１単位時間要するのに対して４単位時
間で済み、１１．０÷４．０＝２．８倍に速度が向上す
る。

【００５３】また、単位時間当たりのイレギュラー発生
率がｐの単体ディスクをＮ台使用しｔた時、本実施例に
おける装置全体での単位時間当たりのイレギュラー発生
確率を計算すると次のようになる。全てのディスクがイ
レギュラーの時のみ、装置全体がイレギュラーとなるの
で、イレギュラー発生確率ｐ_Tは式（７）のようにな
る。そして、式（４）および式（７）より、従来例と本
実施例とのイレギュラー発生確率ｐ_Aとｐ_Tとを比較する
と、式（８）のようになる。従って、本実施例のイレギ
ュラー発生確率は、従来例のイレギュラー発生確率より
小さいものとなっている。

【００５４】

【数７】ｐ_T＝ｐ^N ・・・・・（７）

【数８】ｐ_T＜ｐ＜ｐ_A ・・・・・（８）

【００５５】次に、図２、図１１〜図１３、図１９
（ｄ）、および図２０（ｄ）を参照して本発明の第２実
施例を説明する。この実施例は、第１実施例と同様に速
度保証を行いつつ、読み出し平均速度を並列ディスクと
同程度に向上させたものである。図１１に示すように、
ハードウェア構成は第１実施例とほぼ同様であるが、異
なるのは、バッファメモリ４０をまとめてディスク側か
らホスト２９上に移設したこと、転送にＤＭＡＣ４６を
使用した点である。なお、ＤＭＡＣ４６はディスクの台
数以上のチャネル数を有しており、本実施例では４本以
上有している。

【００５６】本実施例においては、データ書き込み動作
は上記した第１実施例と同様であるので、図１２を参照
してイレギュラーが発生しなかった場合のデータ読み出
し動作を説明し、また、図１３を参照してイレギュラー
が発生した場合のデータ読み出し動作を説明する。図１
２には、ディスク＃１〜＃４からバッファメモリ４０に
データを読み出す時のディスクアドレスとバッファメモ
リアドレスの対応を示してある。ただし、図９のときと
異なり、バッファメモリの総量が１／４であり、また、
各ディスクの読み出し開始位置が｛データ長／４｝ずつ
ずれている。なお、｛／｝は剰余を切り上げる除算であ
る。

【００５７】書き込み動作では、まず、ホスト２９がデ
ィスクアドレスＡと、データ長Ｌを決定するが、アドレ
スとデータ長を以下のように変換する。Ａi＝Ａ＋（ｉ−１）・Ｌ／４、Ｌｉ＝Ｌ／４、（ここに、Ａｉ、Ｌｉはそれぞれ、ディスク＃ｉに対す
るディスクアドレス、データ長であり、ｉ＝１，
２，３，４である。）

【００５８】ＤＭＡＣ４６は、図１２のように、Ａiか
らＡi＋Ｌ／４−１をバッファメモリアドレスＭ＋（ｉ
−１）・Ｌ／４に転送するように設定する。ここで、Ｍ
はバッファ４０のオフセットであり、バッファ４０の先
頭から使用する場合はＭ＝０である。次いで、全てのデ
ィスク＃１〜＃４とＤＭＡＣ４６を起動して読み出しを
開始する。読み出しデータは４つのブロックに分割され
ているとともに、それぞれのディスクの読み出し開始ア
ドレスは総読み出しサイズの１／４ずつずれており、各
ディスク＃１〜＃４からブロック毎に並列に読み出され
る。この結果、各ディスク＃１〜＃４からブロック毎に
読み出された４つのデータはバッファ上で１つのデータ
になる。従って、単位時間当たりの読み出しデータ量が
４倍になっているので、第１実施例の４倍の速度が期待
できる。

【００５９】以上はイレギュラーが発生しなかった場合
であるが、イレギュラーが発生した場合の動作について
は図１３を参照して説明する。図１３に示す状態は、図
１２に示した状態から一定時間経過した状態であり、デ
ィスク＃１の読み出しは終了し、ディスク＃２にイレギ
ュラーが発生した例である。なお、ディスク＃３、＃４
にはイレギュラーは発生していないが、ディスク＃１よ
り遅れており、それぞれｘ、ｙ迄の読み出しが終了して
いる。ディスク＃２が遅れている事は、遅れ装置検出手
段７が検出する。具体的には、ホスト２９がＤＭＡＣ４
６のデータ転送カウンタを調べることによって分かる
が、遅れているかどうかの評価式は、例えば、式（９）
を使用する。

【００６０】

【数９】ｆ（Ｓ，ｔ）＝Ｓ−Ｘｔ＋Ｔ・・・・・（９）

【００６１】ここに、Ｓはデータ転送カウンタから得ら
れるデータ転送長、Ｘはイレギュラーが発生しない時の
ディスクの最悪データ供給速度、ｔは転送開始からの経
過時間、Ｔはディスクやコントローラのオーバヘッドを
考慮するための固定値である。なお、ＸとＴは、予め実
験により、適切な値を求めておく。式（９）によれば、
ｆ（Ｓ，ｔ）が正またはゼロの時は、ディスクにイレギ
ュラーが発生しておらず、逆にｆ（Ｓ，ｔ）が負の時
は、ディスクにイレギュラーが発生していると判断す
る。

【００６２】図１３では、ディスク＃２においてｆ
（Ｓ，ｔ）＜０であるので、読み出しが終了したディス
ク＃１を追加読み出し手段８が選択し、ディスク＃２か
ら読み出されるべきデータを読み出す。この時までのデ
ィスク＃２のデータ読み出し量がＳであるので、ディス
ク＃１に対して、新たにＡ＋Ｌ／４＋ＳからＡ＋Ｌ／２
−１までの読み出しを開始する。バッファメモリアドレ
ス、転送アドレス、データ長、ＤＭＡＣ４６の設定は、
最初の設定と同様にホスト２９が行う。

【００６３】実際に採用されるデータは、選択手段４が
バッファメモリ４０上に構成する。採用されるデータ
は、ディスク＃１あるいはディスク＃２のうち、先に終
了した方の読み出しデータである。どちらかが終了した
時点で、次回の読み出しの妨げにならないように、終了
していない方のディスクをアボートしても良い。もし、
ディスク＃１からの読み出しが先に終了すれば、選択手
段４は、ＤＭＡＣｈ．＃２のデータ転送を強制停止さ
せ、ディスク＃１から追加読み出ししたデータをディス
ク＃２から読み出ししていたバッファメモリアドレスに
コピーする。このように、一部のディスク（ディスク＃
２）にイレギュラーが発生しても、他のディスク（ディ
スク＃１）でカバーすることができる。

【００６４】通常時とイレギュラー発生時のデータ転送
タイムチャートを、それぞれ図１９（ｄ）、図２０
（ｄ）に示す。通常時は、全てのディスク＃１〜＃４が
正常に動作しているとホスト２９が判断したため、図１
９（ｂ）の並列ディスクの従来例と同じ結果が得られて
いる。これに対して、イレギュラー発生時はホスト２９
がディスク＃２の代わりにディスク＃１を割り当てたた
め、読み出しは１．５単位時間で終了している。これ
は、図２０（ｂ）のイレギュラー発生時の従来例と比較
して、８．０÷１．５＝（約）５．３倍高速となってい
る。

【００６５】次に、図３、図１４〜図１８、図１９
（ｅ）および図２０（ｅ）を参照して、本発明の第３実
施例を説明する。本実施例のハードウェア構成は第２実
施例とほぼ同様であるが、異なるのは、ホスト２９が発
行するディスクアドレスから読み出し・書き込み手段が
使用するディスクアドレスへの変換式、およびデータ選
択手段４であり、この実施例ではプログラムの変更によ
り対応している。この実施例は、従来の並列ディスクに
対してデータ多重化を行ったものと考えることが出来
る。図１４〜図１８において、各ディスク３１〜３４の
同一模様の陰影部に同一データが多重化・格納されてい
る。ここでは多重化数をディスク台数と同じ４としてい
るが、４以外でも構わない。

【００６６】アドレスＡにデータ長Ｌ（＝１ＭＢとす
る）のデータを書き込むときのバッファ、ディスク上の
データ配置、および転送順序をそれぞれのディスク＃１
〜＃４（３１〜３４）に対応する図１４〜図１７に示
す。図中の単体ディスクアドレスは各ディスク単体のア
ドレスであり、ディスク＃１〜＃４（３１〜３４）内の
数字は本実施例を１台のディスクとみなしたときのアド
レスである。１台のディスク装置としての書き込みアド
レス区間Ｒと、ディスク＃ｉ（ｉ＝１，２，３，４）、
エリア＃ｊ（ｊ＝１，２，３，４）の書き込みアドレス
区間Ｒijは、式（１０）、式（１１）のように示され
る。

【００６７】

【数１０】Ｒ＝｛Ａ，Ａ＋１，Ａ＋２，・・・，Ａ＋Ｌ−１｝・・・・・（１０）

【数１１】Ｒij ＝｛ｋ∈Ｒ｜ｋ≡ｉ−１＋ｊ−１（ｍｏｄ４）｝，Ｒ＝ ∪Ｒij ¹≦ⁱ≦⁴ ¹≦^j≦⁴ ・・・・・（１１）

【００６８】例えば、１台のディスク装置としてのアド
レスが４で割り切れるブロックは、ディスク＃１では先
頭から１／４、ディスク＃４では全体の１／４から１／
２、ディスク＃３では全体の１／２から３／４、ディス
ク＃２では３／４から最後にかけて格納されている。書
き込み動作の終了は読み込み動作と異なり、全てのディ
スク＃１〜＃４の全てのエリアに対する書き込みの終了
時となる。ディスク＃１〜＃４への書き込みは、高速化
のために並列で行われることが望ましいが、順次行われ
てもかまわない。

【００６９】アドレスＡからデータ長Ｌ（＝１ＭＢとす
る）のデータを読み出すときのバッファ、ディスク上の
データ配置、および転送順序を図１８に示す。図中の単
体ディスクアドレスは各ディスク単体のアドレスであ
り、ディスク＃１〜＃４（３１〜３４）内の数字は本実
施例を１台のディスクとみなしたときのアドレスであ
る。１台のディスク装置としての読み出しアドレス区間
Ｒと、ディスク＃ｉ（ｉ＝１，２，３，４）、エリア＃
ｊ（ｊ＝１，２，３，４）の読み出しアドレス区間Ｒij
は、書き込み時と同様に式（１０）、式（１１）のよう
に示される。エラー発生時は、第２実施例と同様に他の
ディスクの多重化されたデータブロックを読み出す。

【００７０】最近のディスクの記録方式は、従来の角速
度一定方式から、ゾーン化角速度一定方式に移行してき
ている。これは、ディスクの構成要素であるプラッター
の外周と内周とで線記録密度をほぼ一定にして容量を増
加させる技術である。プラッターの角速度は一定である
ため、外周部分の読み出し・書き込み速度が向上すると
いう作用がある。従って、出来る限り外周部分を使用す
ることで、読み出し・書き込み速度が向上する。通常、
ディスクのアドレスは、外周から内周方向へとアドレッ
シングされている。従って、出来る限り先頭に近いアド
レスを使用することによって、読み出し速度の向上が期
待できる。本実施例では、読み出し時においては、イレ
ギュラーが発生しない限り、先頭から１／４のアドレス
に対してのみアクセスされる。なぜなら、データが４つ
のブロックに分割され、それぞれのディスクの先頭から
１／４のブロックに格納されているからである。

【００７１】さらに、イレギュラー発生時にも、読み出
し速度の向上が期待できる。例えば、ディスク＃２にお
いてイレギュラーが発生した場合、ディスク＃１から該
当データを読み出すとすれば次の２つの長所が得られ
る。（１）隣接ブロックであるので、ヘッドの移動距離が小
さくなる。（２）他のディスクより外周部分であるので、データ転
送が高速である。（１）はディスク＃２の第１ブロックのデータが、ディ
スク＃１の第２ブロックのデータ、ディスク＃３の第４
ブロックのデータ、ディスク＃４の第３ブロックのデー
タに該当するためであり、（２）は同様に第２ブロック
であることから第３や第４のブロックよりディスクの外
周部に位置するため、データの読み出しが高速となる。
従って、ディスク＃３や＃４が先に終了した場合でも、
ディスク＃１の終了を待つ方がよい場合がある。その判
断は、例えば式（１２）を用いて行う。

【００７２】

【数１２】ｆ（Ｓ）＝Ｓ−Ｌ／Ｎ＋Ｔ・・・・・（１１）

【００７３】ここで、Ｌは総データ転送長、Ｎはディス
ク台数、Ｓはデータ転送カウンタから得られるデータ転
送長、Ｔは固定値である。ディスク＃１に対してｆ
（Ｓ）のい計算を行い、例えば、ｆ（Ｓ）が正またはゼ
ロの時は、読み出しはすぐに終了するのでディスク＃１
の終了を待って追加読み出しを行う。逆に、ｆ（Ｓ）が
負の時は、読み出しはすぐには終了しないので、ディス
ク＃３を用いて追加読み出しを行う。以上により、本実
施例は、従来の並列ディスクや第２実施例と比較して、
読み出しが高速になることが期待できる。通常時とイレ
ギュラー発生時のデータ転送タイムチャートを、それぞ
れ図１９（ｅ）、図２０（ｅ）に示す。通常時もイレギ
ュラー発生時も、それぞれ図１９（ｄ）、図２０（ｄ）
の第２実施例よりわずかながら高速になっている。

【００７４】

【発明の効果】本発明により、全ての外部記憶装置にイ
レギュラーが発生しない限り、必要とされる読み出し速
度を保証することができる。外部記憶装置の台数に制限
はないので、外部記憶装置を増設することにより、読み
出し速度が保証できなくなる確率をいくらでも”０”に
近づけることが出来る。例えば、式（４）、式（６）に
おいて、ｐ＝０．０１、Ｎ＝４ならば、ｐ_A＝０．０３
９４、ｐ_T＝１０^-8となり、イレギュラー発生率が従来
の３９４万分の１の確率になる。また、従来の技術で述
べたように、従来の並列ディスクを高速プリンタサーバ
に使用すると、１０時間に１回程度のデータ供給停止が
発生するが、この発明によれば、データ供給を事実上停
止させないようになる。

【００７５】さらに、第２および第３実施例のようなデ
ータアクセス方法、データ配置方法、イレギュラーカバ
ー方法を用いることにより、並列ディスクと同程度、あ
るいはそれ以上の平均読み出し速度が期待できる。ま
た、ハードディスクと半導体メモリのコスト比は約１０
０：１であるが、近年、ハードディスクの帯容量化、低
コスト化が著し反面、半導体メモリの大容量化、低コス
ト化は鈍化傾向にあり、両者のコスト比は今後さらに大
きくなると予想されている。従って、大量の半導体メモ
リを用いて読み出し速度の保証を行うより、数台のハー
ドディスクを冗長として使用して読み出し速度の保証を
行った方がコスト的にはるかに有利であり、本発明によ
れば、このようなコスト面の利点を速度保証を達成しつ
つ得ることができる。

【００７６】従って、本発明によれば、高速プリントサ
ーバ、ＶＯＤサーバのような高速かつリアルタイムにデ
ータを供給するシステムの構築が非常に容易になる。ま
た、外部記憶装置の障害発生時において、複数の外部記
憶装置のうち１台でも正常ならば、完全に修復可能であ
るという効果が得られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１実施例に係る外部記憶制御装置
の構成図である。

【図２】本発明の第２実施例に係る外部記憶制御装置
の構成図である。

【図３】本発明の第３実施例に係る外部記憶制御装置
の構成図である。

【図４】第１実施例を適用したシステムの構成図であ
る。

【図５】第１実施例の読み出し処理を示すフローチャ
ートである。

【図６】第１実施例の割り込み発生処理を示すフロー
チャートである。

【図７】読み出し禁止手段の内部フラグを説明する図
である。

【図８】第１実施例に係るデータ転送タイムチャート
である。

【図９】第１実施例に係る書き込みデータ転送の説明
図である。

【図１０】第１実施例に係る読み出しデータ転送の説
明図である。

【図１１】本発明の第２実施例を適用したシステムの
構成図である。

【図１２】第２実施例に係るイレギュラーが発生しな
かった場合の読み出しデータ転送の説明図である。

【図１３】第２実施例に係るイレギュラーが発生した
場合の読み出しデータ転送の説明図である。

【図１４】本発明の第３実施例に係る書き込みデータ
転送の説明図である。

【図１５】本発明の第３実施例に係る書き込みデータ
転送の説明図である。

【図１６】本発明の第３実施例に係る書き込みデータ
転送の説明図である。

【図１７】本発明の第３実施例に係る書き込みデータ
転送の説明図である。

【図１８】本発明の第３実施例に係る読み出しデータ
転送の説明図である。

【図１９】従来技術と本発明の実施例とにおける通常
時の読み出しデータ転送の説明図である。

【図２０】従来技術と本発明の実施例とにおけるイレ
ギュラー発生時の読み出しデータ転送の説明図である。

【図２１】従来に係る外部記憶制御装置の構成図であ
る。

【図２２】従来例の読み出し処理を示すフローチャー
トである。

【図２３】従来例の読み出しデータ転送の説明図であ
る。

【符号の説明】

１、３１〜３４・・・外部記憶装置（ディスク）、２
・・・読み出し手段、３・・・終了検出手段、４・・
・選択手段、５・・・イレギュラー検出手段、７・・
・遅れ検出手段、８・・・追加読み出し手段、２９・
・・ホスト、４０、４１〜４４・・・バッファメモリ、

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者越裕神奈川県足柄上郡中井町境430 グリーンテクなかい富士ゼロックス株式会社内 (72)発明者上澤功神奈川県足柄上郡中井町境430 グリーンテクなかい富士ゼロックス株式会社内 (56)参考文献特開平２−148124（ＪＰ，Ａ) 特開平３−73014（ＪＰ，Ａ) 特開平６−324816（ＪＰ，Ａ) 実開昭62−129650（ＪＰ，Ｕ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁶，ＤＢ名) G06F 3/06

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】同一のデータがそれぞれに記憶されてお
り、読み出し速度を異ならせるイレギュラーの発生タイ
ミングがそれぞれ異なる複数の外部記憶装置と、入力された読み出し命令に応じて、それぞれの前記外部
記憶装置から同時にデータを読み出す読み出し手段と、前記読み出し手段による読み出しが最も早く終了した外
部記憶装置を検出する終了検出手段と、前記終了検出手段により検出された外部記憶装置から読
み出されたデータを選択する選択手段と、前記終了検出手段により検出された外部記憶装置以外の
外部記憶装置の内の、所定の時間後も動作している外部
記憶装置を検出するイレギュラー検出手段と、前記イレギュラー検出手段により検出された外部記憶装
置に対して、次回の読み出し命令を禁止する読み出し禁
止手段と、を具備することを特徴とする外部記憶制御装置。
【請求項２】前記外部記憶装置は読み出されたデータ
を記憶するバッファを具備し、前記選択手段による選択とは前記外部記憶装置のバッフ
ァからデータを読み出すことであること、を特徴とする請求項１に記載の外部記憶制御装置。
【請求項３】複数のブロックに分割された同一データ
がそれぞれ記憶されている複数の外部記憶装置と、前記外部記憶装置から前記データを等分なブロック数ず
つ重複することなく読み出す読み出し手段と、前記読み出し手段による読み出しが遅れている外部記憶
装置を検出する遅れ検出手段と、前記読み出し手段による読み出しが終了している外部記
憶装置を検出する終了検出手段と、前記遅れ検出手段により遅れが検出された外部記憶装置
の読み出しが未終了なデータブロックを、前記終了検出
手段により終了が検出された外部記憶装置から読み出す
追加読み出し手段と、を具備することを特徴とする外部記憶制御装置。
【請求項４】前記遅れ検出手段は、Ｓをその外部記憶
装置が転送したデータ量、Ｘをその外部記憶装置の正常
時の最悪データ転送速度、ｔを転送開始からの経過時
間、Ｔをその外部記憶装置の固定値として、ｆ（Ｓ，ｔ）＝Ｓ−Ｘｔ＋Ｔによる、ｆ（Ｓ，ｔ）が負の場合にその外部記憶装置が
遅れていることを検出することを特徴とする請求項３に
記載の外部記憶制御装置。
【請求項５】Ｎ台（Ｎは、２以上の整数）の外部記憶
装置と、Ｍ個のブロックに分けられているデータを、第Ｋ台目
（Ｋは１からＮの整数）の外部記憶装置に対して、Ｎに
よる剰余がＫ−１となる第Ｊ番目（Ｊは０からＭ−１の
整数）の全てのブロックを順に外部記憶装置の最初の領
域に書き込む第１の書き込み手段と、前記第１の書き込み手段により書き込みが行われていな
い残りの全てのブロックを、前記第１の書き込み手段が
書き込みを行った第Ｋ番目の外部記憶装置の次の領域に
書き込む第２の書き込み手段と、を具備することを特徴とする外部記憶制御装置。
【請求項６】Ｎ台（Ｎは、２以上の整数）の外部記憶
装置と、Ｍ個のブロックに分けられている総データ長Ｌのデータ
を、第Ｋ台目（Ｋは１からＮの整数）の外部記憶装置に
対して、Ｎによる剰余がＫ−１となる第Ｊ番目（Ｊは０
からＭ−１の整数）の全てのブロックを順に外部記憶装
置の最初の領域に書き込む第１の書き込み手段と、前記第１の書き込み手段により書き込みが行われていな
い残りの全てのブロックを、前記第１の書き込み手段が
書き込みを行った第Ｋ番目の外部記憶装置の次の領域に
書き込む第２の書き込み手段と、総データ長Ｌのデータを、前記外部記憶装置毎に、デー
タ長｛Ｌ／Ｎ｝ずつ（ただし、｛／｝は剰余を切り上げ
る除算）読み出す読み出し手段と、前記読み出し手段による読み出しが遅れている外部記憶
装置を検出する遅れ検出手段と、前記読み出し手段による読み出しが終了している外部記
憶装置を検出する終了検出手段と、前記遅れ検出手段により遅れが検出された外部記憶装置
の読み出しが未終了なデータブロックを、前記終了検出
手段により終了が検出された外部記憶装置から読み出す
追加読み出し手段と、を具備することを特徴とする外部記憶制御装置。
【請求項７】読み出し命令を入力し、同一のデータをそれぞれ記憶し且つ読み出し速度を異な
らせるイレギュラーの発生タイミングがそれぞれ異なる
複数の外部記憶装置から、入力された読み出し命令に応
じて同時にデータを読み出し、読み出しが終了している外部装置を検出し、その終了している外部装置から読み出されたデータを選
択し、その終了している外部装置以外の外部記憶装置の内の、
所定の時間後も動作している外部記憶装置を検出し、その動作している外部記憶装置に対して、次回の読み出
し命令を禁止する、ことを特徴とする外部記憶装置制御方法。
【請求項８】総データ長Ｌのデータを同一データが記
憶されているＮ台（Ｎは、２以上の整数）の外部記憶装
置毎に、読み出し開始位置を｛Ｌ／Ｎ｝ずらし且つデー
タ長｛Ｌ／Ｎ｝ずつ（ただし、｛／｝は剰余を切り上げ
る除算）読み出し、読み出しが遅れている外部記憶装置を検出し、読み出しが終了している外部記憶装置を検出し、遅れが検出されたときには、終了が検出された外部記憶
装置から遅れが検出された外部記憶装置の読み出しが未
終了部分のデータを読み出す、ことを特徴とする外部記憶装置制御方法。