JP3053511B2 - デジタル情報のデータ・ブロックを記憶する方法及びそのためのディスク記憶装置 - Google Patents

デジタル情報のデータ・ブロックを記憶する方法及びそのためのディスク記憶装置

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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は総括的にフォールト・ト
レラント・デジタル記憶ディスク・システムに関し、詳
細にいえば、２つの別々な記憶ディスクに重複してデジ
タル情報を記憶することによって信頼性がもたらされる
２重化ディスク・タイプのデジタル記憶ディスク・シス
テムに関する。
【０００２】
【従来の技術】オンライン・データベース・トランザク
ション処理（ＯＬＴＰ）の必要性が高まるにつれて、毎
秒数千トランザクション程度の高いトランザクション速
度を、ＯＬＴＰシステムによってサポートする必要がで
てきた。さらに、これらの適用業務には高い可用性及び
フォールト・トレランス性が必要である。ＯＬＴＰなど
の適用業務においては、多くの要求がデータにランダム
にアクセスする。多くのデータがディスク上に置かれて
いるため、ディスク・サブシステムには毎秒数千回のラ
ンダム・アクセス程度の高いランダム・アクセス速度が
必要である。ディスクはＯＬＴＰに必要な可用性を満た
すためのフォールト・トレランス性（耐障害性）を必要
とする。
【０００３】ディスクに対してランダム・アクセスを行
う場合、一般に、ディスクは新しい方向へ回転し、希望
するデータがディスク・アームの下にあるようにしなけ
ればならず、またこのデータ・アーム上の読み書きヘッ
ドも希望するデータが読み書きヘッドの下にくる新しい
半径方向位置へアームに沿って移動しなければならな
い。残念ながら、この物理的操作の性能、したがってラ
ンダム・ディスク入出力（Ｉ／Ｏ）性能はＣＰＵのＭＩ
ＰＳなどの他のシステム・パラメータほど迅速には改善
されない。したがって、データへのランダム・アクセス
が顕著なものであるＯＬＴＰなどの適用業務は、この要
因によって限定され、これは当分野ではディスク・アー
ムの拘束といわれる。ディスク・アームが拘束されるシ
ステムにおいて、ディスクのコストはシステム・コスト
のますます大きな部分を占めるものとなる。それ故、従
来のディスク・システムがもたらすものよりも優れた性
能対価格比によって、高いランダム・アクセス速度（秒
速）をサポートできるサブシステムが必要である。
【０００４】２重化ディスク・システム及びＲＡＩＤデ
ィスク・システム（独立したディスクの冗長アレイ）の
両方が、ＯＬＴＰ用のフォールト・トレラント・ディス
ク・システムを設けるために使用されている。２重化デ
ィスク・システムにおいて、各ディスクの情報は第２の
ディスク（したがって、冗長ディスク）に複写される。
ＲＡＩＤアレイにおいては、何枚かのディスクの対応す
るブロック位置における情報を使用して、他のディスク
にパリティ・ブロックを作成する。障害が発生した場
合、ＲＡＩＤアレイの任意のディスクをアレイ内の他の
ディスクから再構成することができる。指定された記憶
容量に対してＲＡＩＤアーキテクチャで必要とされるデ
ィスクの枚数は少なくなるが、２重化システムの方が一
般に性能が優れている。「An evaluation of redundant
arrays of disks using an Amdahl5890」、SIGMETRICS
Conference on Measurement and Modeling of Compute
r Systems、pp. 74-85、Boulder、Colorado、１９９０
年５月、P. Chen他という論文には、ランダム書込みが
主体のワークロードに関して、２重化ディスクの方がＲ
ＡＩＤ−５ディスク・アレイよりも優れていることが示
されている（すなわち、ランダム読み書きが主な場合、
２重化ディスク・アーキテクチャに対する平均読み書き
時間はＲＡＩＤ−５アーキテクチャに対するものよりも
短くなる）。ＲＡＩＤ−５アーキテクチャについては、
たとえば、D. Patterson他が「A case for redundant a
rrays of inexpensive disks」、ACM SIGMOD Int'l Con
f. on Management of Data、pp. 109 - 116、Chicago、
Il, (１９８８年６月）に記載している。しかしなが
ら、２重化ディスクでは、各ディスク書込みを２重化対
の両方のディスクに書き込む必要がある。それ故、フォ
ールト・トレランス性をもたらすために、２重化ディス
ク記憶システムが性能面でのペナルティを課するもので
あることが一般に受け入れられている。
【０００５】１９９３年３月２４日に出願された「Disk
Storage Method and Apparatus For Converting Rando
m Writes To Sequentail Writes While Retaining Phys
icalClustering On Disk」という名称の米国特許願第８
−０３６６３６号において、本発明の発明者のうち何人
かは単一のディスクまたはＲＡＩＤアレイの性能を改善
する方法を開示している。これはメモリ内にディスク書
込みの分類済みランを構築し、これらをログ・ディスク
に書き込み、ログ・ディスクからの分類済みランを組み
合わせ、これらを大きなディスク書込みのあるデータ・
ディスクを通る１つのパスに適用することによって行わ
れる。この方法はランダム書込みを順次書込みに大規模
に変換するという利点を有している。しかしながら、こ
の手法の問題の１つは、ランダム・ディスク読取りがバ
ッチ書込みに割り込んだ場合、バッチが書き込まれる間
ディスク書込み要求が遅延し、ディスク読取り応答時間
にペナルティが生じるか、あるいはバッチ書込みが読取
りによって割込みを受け、書込みのスループット（した
がって、全体的なスループット）に大きな損失が生じる
かのいずれかとなることである。いずれにせよ、全体的
な性能が損なわれ、バッチ書込み操作中にランダム・デ
ィスク書込みが頻繁に必要となった場合に、分類済みの
ランを作成する利点が大幅に相殺されるということであ
る。
【０００６】２重化ディスク・システムにおける復元の
ための従来の方法は２重化対の存続しているディスクか
ら、スペアのバックアップ・ディスクに複写するもので
ある。これは通常、存続しているディスクのデータを走
査し、このプロセス中に生じる書込みを両方のディスク
に適用することによって行われる。この手法の問題の１
つは復元中にディスク・システムの性能が大幅に低下す
ることである。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】したがって、本発明の
目的は２重化対のディスクの両方のディスクに各ディス
ク書込みを重複することの必要性によって通常生じるペ
ナルティを大幅に少なくすることによって２重化ディス
ク・システムの性能を改善することである。
【０００８】また、本発明の目的はランダム・ディスク
書込み入出力を変換して、順次入出力に近づけることに
よって、ランダム・ディスク入出力の性能が改善された
２重化ディスク・サブシステムを提供することである。
【０００９】さらに他の目的は読取り応答時間を損なう
ことなく２重化ディスクのスループットを改善すること
である。
【００１０】さらにまた他の目的は高速な復元を維持し
ながら、復元中のディスクの読取り及び書込みに対して
保証された性能を提供することによって、障害を生じた
ディスクからの復元プロセス中の性能を改善することで
ある。
【００１１】
【課題を解決するための手段】これらの目的ならびにそ
の他の目的及び利点は、ディスクに対する更新（すなわ
ち、書き込まれるブロック）が蓄積され、更新の連続し
たバッチ・ランにスケジュールされ、２重化ディスクへ
効率的に書き込むことのできる配列を作成するために、
スケジューリングが行われる２重化ディスク・タイプの
フォールト・トレラント・ディスク記憶サブシステムを
設けることによって、本発明によって達成される。更新
がディスク制御装置のメモリに蓄積されることが好まし
いが、必ずしも必要というものではなく、またスケジュ
ーリングが２重化ディスク用のディスク制御装置によっ
て行われることが好ましいが、必ずしも必要というもの
ではない。メモリが不揮発性であるか、フォールト・ト
レラントであることが好ましい。
【００１２】好ましい実施例において、スケジューリン
グは２重化ディスク上の更新のホーム・ロケーションに
したがって（すなわち、更新が書き込まれるディスク上
の位置にしたがって）更新を分類することによって行わ
れる。これはディスクの走査に対応した配列である。
【００１３】この場合、各２重化対のディスクは、一方
が読取りモード、他方が書込みモードになるように位相
をずらせて作動する。書込みバッチはそれぞれの場合
に、スケジュールされた順序にしたがって書込みモード
のディスクに効率よくて起用される。更新がディスク上
の物理的な順序にしたがって２重化対の各ディスクに複
写されるため、書込みの適用に良好な性能が達成され
る。
【００１４】したがって、ランダム書込みは大部分がデ
ィスクへの順次書込みに変換され、ディスク上のデータ
のクラスタは保存される。この方法を使用してブロック
の書込みを適用する平均時間は通常、ブロックのランダ
ム書込みをディスクに適用する時間の半分未満であり、
したがって、２重化ディスクの対へブロックを２回書き
込む問題が大幅に解消される。
【００１５】このとき、読取り要求はデータをメモリ、
あるいは読取りモードのディスクのいずれかから読み取
ることによって処理される。
【００１６】それ故、読取り要求に対する保証された性
能も達成される。更新のバッチを２重化対のディスクの
一方に（すなわち、書込みモードのものへ）適用する場
合、ディスクは作動モードを切り換える。これら２つの
作動モードの間で、ディスクが両方とも読取りモードに
なる期間がある。また、たとえば、ロードやその他の大
規模な複写操作の間などに、２重化対の両方のディスク
が書込みモードになる場合もある。
【００１７】２重化対のディスクの一方のディスクの障
害からの回復は、交互２重化手法を使用して作動するス
ペアの２重化ディスクの対を導入することによって処理
される。回復時に、新しい書込みがスペアのディスク対
に送られる。読取りは存続しているディスク、または交
互ミラー・スペア・ディスク対のいずれかによって処理
される。背景では、スペア・サイクルを使用して、デー
タを走査し、存続しているディスクからスペアの交互２
重化対へ複写する。この方法は回復中の読取り及び書込
みの両方に対して性能が保証された高速な回復をもたら
す。
【００１８】
【実施例】図１は効率よく書込みを行うため分類された
蓄積更新によってバッチ方式で交互に更新される２重化
記憶ディスクを有する本発明によるディスク記憶サブシ
ステム［Alternating Mirrors with Deferred Updates
（ＡＭＤ、据置更新による交互ミラー）と以下で呼ぶこ
とがある］を組み込んだコンピュータシステムの好まし
い実施例のブロック図である。これは制御装置ないし入
出力プロセッサ（ＩＯＰ）２００、複数個の２重化ディ
スク対３００−１ないし３００−Ｎ、少なくとも一対の
スペア・ディスク４００、及び中央演算処理装置（ＣＰ
Ｕ）１００を含んでいる。制御装置２００はＣＰＵ１０
０に接続されており、プロセッサ２１０及び不揮発性メ
モリ２２０を有している。説明を簡単にするため、不揮
発性メモリの各々が２重化対に対応している領域２２０
−１ないし２２０−Ｎに分割されているものと想定す
る。
【００１９】当分野の技術者には、メモリ及び制御装置
を図示のように個別の物理的サブシステムに構成する必
要がなく、メイン・コンピュータ・システムで作動する
ソフトウェアによって実現できることが容易に理解でき
よう。また、本発明の有益な利点を達成するためには、
メモリが不揮発性である必要はなく、また多くの環境に
おいて、フォールト・トレラントであってもよい（たと
えば、３重冗長及びボーティング機構を使用することに
よって）。メモリを分割する必要もなく、２つ以上のデ
ィスクのスペア対があってもよい。ディスクのスペア対
は正常作動時に使用する必要はないが、２重化ディスク
の一方が故障した場合に使用される。
【００２０】各２重化ディスク対はディスク対３００−
１に対する３００−ａ１及び３００−ｂ１という２つの
ディスク（したがって、ディスク対３００−Ｎに対して
は３００−ａＮと３００−ｂＮ）からなっている。各２
重化対の２つのディスクは基本的に同一のデータを収納
している。しかしながら、以下の説明から理解されるよ
うに、各２重対のディスクに対する更新は、従来の２重
化ディスクの場合のように、同時に行われるものではな
い。その代わりに、本発明によれば、更新は不揮発性メ
モリ２２０に蓄積され、更新のバッチに記憶され、これ
が対となった２つのディスクに同時にではなく、まず一
方に、その後他方へ適用される。さらに、同一の更新は
最終的には対となった２つのディスクの各々に適用され
るのであるが（両方のディスクに適用される前に、不揮
発性メモリ２２０内でさらに更新されたために古いもの
となってしまった更新は除く）、各ディスクに独立して
行われる更新のバッチは一般に、これらが別な時間に適
用され、データの新しいブロックが対の各ディスクの独
立したバッチに含まれているので、同一のものではな
い。
【００２１】図２は不揮発性メモリ２２０−ｉの領域の
１つを詳細に示す。この領域には２２１−１ないし２２
１−ｋという多数のデータ・ブロックがある。各データ
・ブロックには、２２２−１及び２２３−１（ブロック
２２１−１に対する）ないし２２２−ｋ及び２２３−ｋ
（２２１−ｋに対する）という２つのタグが対応してい
る。各データ・ブロックに対する２つのタグは２重化対
の２つのディスクに対応しており、かつ対応するディス
クがまだデータ・ブロックの書込みを行わなければなら
ないのかどうかを示す。
【００２２】不揮発性メモリの各領域には、２２５−１
ないし２２５−Ｌというポインタのリストもある。各ポ
インタは不揮発性メモリのいくつかの領域のデータ・ブ
ロックをポイントする。リスト内のポインタの順序は、
効率上げるためブロックをディスクに書き込む順序を示
す。
【００２３】不揮発性メモリはディスクに書き込まれる
データ・ブロックに対するキャッシュとして働く。当分
野の技術者には、このキャッシュが他のキャッシュと同
じように、ハッシュ・テーブル（現在、どのブロックが
キャッシュ内にあるかを判断するための）及びフリー・
リスト（フリー・ブロックを連鎖するための）を使用す
るなどして管理される。ハッシュ・テーブル及びフリー
・リストは図２には示されていない。
【００２４】本発明による好ましい実施例には、正規の
作動時に発生する４つのプロセスがある。第１のプロセ
スは書込み要求を取り扱うものであり、図３に示されて
いる。書込み要求が到着すると（ブロック５１０）、制
御装置の不揮発性メモリがそのブロックの古いバージョ
ンが存在しているかどうかについて検査される（図３の
ブロック５２０）。そのブロックの以前のバージョンが
ディスクの対応する対に対する不揮発性メモリにすでに
存在している場合には、以前のバージョンは上書きされ
（ブロック５３０）、このブロックに対応する両方のタ
グがオンにされ（ブロック５６０）、両方のディスクが
そのブロックの新しいバージョンをインストールしなけ
ればならないことを示す。
【００２５】書き込むブロックの古いバージョンが不揮
発性メモリで見つからない場合には、制御装置は書き込
むブロックを一時的に記憶する不揮発性メモリ内のフリ
ー・スペースを探す（ブロック５４０）。そのブロック
のためのフリー・スペースが存在している場合には、書
込み要求によって定義されるデータ・ブロックがフリー
・スペースに書き込まれ、新しいブロックに対するポイ
ンタがポインタ・リスト（ブロック５５０）内の、ポイ
ントされたデータのディスクへの効率のよい書込みのた
めのスケジュールをリストが表すような位置（リスト内
の他のポインタに関して）へ挿入される。対応するタグ
がオンにされ、両方のディスクが新しいデータ・ブロッ
クの書込みを行わなければならないことを示す（ブロッ
ク５６０）。
【００２６】書き込まれるデータ・ブロックが不揮発性
メモリ内になく、かつフリー・ブロック・スペースが利
用できない場合、新しいブロックが両方のブロックに同
期して書き込まれる（ブロック５７０）。不揮発性メモ
リが書込み活動の大きなバーストを吸収できるだけの大
きさであれば、この状況は通常発生しないが（ロード及
びその他のきわめて大きな複写操作の場合を除く）、い
ずれにせよ、書込み要求に遭遇し、不揮発性メモリにフ
リー・スペースがない場合に取られる処置を指定する必
要がある。
【００２７】ポインタのリスト２２５はこのリストの対
象となるデータ・ブロックの順序ないしスケジュールを
定義する（不揮発性メモリ内に）。この順序ないしスケ
ジュールは、ディスクがこの順序でブロックにアクセス
する場合、すべてのブロックにアクセスする（及びこれ
らをディスクに書き込む）ための全時間が最小となるよ
うに、作成されるのが好ましい。第１の近似として、配
列がシリンダごとに行われるので、ディスク全体に対す
る走査（スウィープ）が１パスですべての更新を適用で
きる。特定のシリンダのすべてのブロックが書き込まれ
てから、次のブロックへ移動する。より手の込んだ手法
はシリンダ内にブロックを配列し、シリンダの回転待ち
時間を最短とするものである。さらに複雑な手法はシー
ク時間と回転遅延を考慮したものである。このような手
法は、たとえば、M. Seltzer他の「Disk Scheduling Re
visited」、Winter 1990 USENIX、pp. 313 - 323、Wash
ington, D.C.（１９９０年１月）に記載されている。
【００２８】周期的に起動し、不揮発性メモリで待機し
ている更新を対応するディスクに適用する２つのプロセ
ス（各ディスクに１つ）がある。更新を適用する論理は
２つのプロセスに対して同一であり、図４に示されてい
る。プロセスが起動すると（ブロック６１０）、ポイン
タ・リストの先頭へいき、ポインタ・リスト上を移動し
て、各ブロックを順に調べる。各ステップにおいて、リ
ストの終わりに到達したかどうかを調べる（ブロック６
２０）。到達している場合には、休眠し（ブロック（６
８０）、次の期間に始動する。他のブロックがある場合
には、ポインタ・リスト内の現在のブロックのタグを調
べる（ブロック６３０）。プロセスのディスクに対応す
るタグがオフの場合には、プロセスのリスト内の次のポ
インタへ移動する（ブロック６７０）。タグがオンの場
合には、プロセスはブロックをディスクに書き込み、タ
グをオフにする（ブロック６４０）。タグをオフにした
後、他のタグを調べる（ブロック６５０）。他のタグが
オンの場合、プロセスはリスト内の次のポインタに移動
する（ブロック６７０）。他のタグがオフの場合、両方
のディスクが更新を適用しているので、ポインタがリス
トから除去される（ブロック６６０）。ブロックは依然
有効であるが（そのブロックに対する読取りは依然キャ
ッシュ・ヒットする）、フリーであり、任意のブロック
の以降の書込みによって上書きできる。次いで、プロセ
スはリスト内の次のポインタに移動する（ブロック６７
０）。
【００２９】２つのディスクに更新を適用する２つのプ
ロセスは同じ論理を有しており、同じ期間であることが
好ましい。すなわち、プロセスの書込みフェーズの２つ
の連続した活動化の間の時間が２つのプロセスに対して
同じであることが好ましい。この期間を図示の実施例で
はＴと呼ぶ。２つのプロセスは同期しておらず、図５に
おいては、１８０度の位相差があるものとして示されて
いる。ディスクａに対するプロセスは時間０、Ｔ、２
Ｔ、３Ｔなどで始動し、更新のバッチのディスクａへの
書込みを完了するまで行い、その後読取りモードに切り
替わり、ディスクｂに対するプロセスは時間Ｔ／２、Ｔ
＋Ｔ／２、２Ｔ＋Ｔ／２、３Ｔ＋Ｔ／２などで始動し、
更新のバッチのディスクｂへの書込みを完了するまで行
い、その後読取りモードに切り替わる。図５はこれをタ
イミング図によって示すものであり、高い値は対応する
ディスクに対して書込みプロセスが活動している期間を
示す。書込みプロセスが休眠状態（非活動）である場
合、対応するディスクはランダム読取りトラフィックを
処理する。
【００３０】図５に示すように、これは３種類の制御装
置モード、すなわちディスクａが書込みモードであり、
ディスクｂが読取りモードである制御装置モード１、デ
ィスクｂが書込みモードで、ディスクａが読み取りモー
ドである制御装置モード２、ならびにディスクａ及びデ
ィスクｂの両方が読取りモードである制御装置モード３
をもたらす。図３のブロック５７０に関して前述したよ
うに、ディスクａ及びディスクｂの両方が書込みモード
になっている制御装置モード４もある。それぞれのバッ
チ書込みが時間Ｔ／２未満で完了する限り、制御装置モ
ード４が発生することはない。両方のディスクが同時に
書込みモードになる状況が大幅に回避されるように、シ
ステムが構成されていることが好ましいが、これはバッ
チが書込みがＴ／２未満の時間で完了するように設計す
ることによって行われる。
【００３１】２つのプロセスを１８０度の位相差に維持
することによって、書込みを半分未満の期間で適用でき
る場合、ランダム読取り専用のディスク・アームが常に
存在し、読取りの応答時間を損なわずに、バッチを大き
くする（したがって、書込みの効率をよくする）ことが
可能となる。期間Ｔはシステムに依存するパラメータで
あり、期間Ｔに蓄積する書込みがメモリに適合しなけれ
ばならないのであるから、主として利用可能なメモリの
量によって決定される。
【００３２】読取り要求を行うプロセスの論理を図６に
示す。読取り要求が到着すると（ブロック８１０）、読
み取るブロックが存在しているかどうかについて、不揮
発性メモリが調べられる（ブロック８２０）。ブロック
がメモリ内にある場合、プロセスは直ちに元へ戻る（ブ
ロック８３０）。ブロックがメモリ内にない場合、両方
のディスクが現在読取り要求にたずさわっているかどう
か（すなわち、制御装置が制御装置モード３であるかど
うか）の検査が行われる（ブロック８４０）。読取り要
求にたずさわっていない場合、要求は現在読取り専用モ
ードになっているディスク、すなわち書込みプロセスが
非活動であるディスクによって処理される（ブロック８
５０）。両方のディスクが読取り専用モードである（す
なわち、制御モード３）場合、要求はいずれのディスク
によっても処理されるが、ヘッドが目標ブロックにもっ
とも近いディスクによって処理されることが好ましい
（ブロック８６０）。
【００３３】当分野の技術者には、２つ以上の上記のプ
ロセスによって同時にアクセスされる共用データの構造
（たとえば、タグ、ポインタ・リスト）の保全性を保存
するには、何らかのルーチンの同期化（たとえば、ラッ
チング）が必要なことが容易に理解されよう。また、各
ディスクが一般に不揮発性メモリに記憶されているブロ
ックの異なるサブセットをディスクに書き込むのである
から、バッチを書き込む時間を最小とするポインタの順
序は、２つのディスクで異なっていてもかまわない。
【００３４】障害シナリオの元での作動を図７に図示
し、説明する。２重化対３００−ｇのディスク３００−
ｂｇが障害を生じたものとする。従来の回復手法では１
枚の交換ディスクを使用し、これに存続ディスク３００
−ａｇの内容を複写して、喪失した２重化ディスクを置
き換え、したがって、２重化ディスクを復元する。本発
明による好ましい回復手法では、単一の交換ディスクで
はなく、一対の交換ディスク４００ａ及び４００ｂを利
用する。回復が完了すると、対４００のディスクは最新
のものとなり、存続している３００−ａｇが他に使用す
るためにシステムへ戻る。
【００３５】回復中、存続ディスクは読取り専用モード
を維持する。存続ディスクは書込みには関与しない。当
分野の技術者には、不揮発性メモリに記憶されているビ
ット・マップ（図７の２３０）を使用して、回復が完了
する前に、どのブロックが存続しているディスクから検
索されているのかを追跡できることが容易に理解できよ
う。ビット・マップはディスク・ブロック当たり１ビッ
トを有しており、回復がスタートしたときに、すべての
ビットがクリアされる。あるいは、ビット・マップをシ
ステムの他のメモリ構成要素に記憶することもできる。
【００３６】全体として、回復には５つのプロセスが関
与する。プロセスのうち２つ（各ディスクに１つ）は周
期的に始動し、キャッシュ内で待機している書込みを対
応するディスクに適用する。プロセスは同じ期間を有し
ており、１８０度の位相差で維持される。これらのプロ
セスの論理は図４に示した正規作動のものと同一であ
る。第３のプロセスは読取りを行うものであり、図８に
示されている。読取り要求が到着すると（ブロック９１
０）、読み取るブロックが存在しているかどうかについ
て、メモリが検査される（ブロック９２０）。メモリ内
にブロックが存在している場合、これは直ちに戻される
（ブロック９３０）。ブロックが不揮発性メモリ内にな
い場合、ディスクから読み取らなければならない。ブロ
ックが交換ディスクで利用できるかどうかを調べるた
め、ビット・マップがまず調べられる（ブロック９４
０）。利用できない場合には、読取りが存続ディスクか
ら行われる（ブロック９６０）。ブロックを存在ディス
クから読み取った後、プロセスは不揮発性メモリ内にフ
リー・スペースがあるかどうかを調べる（ブロック９７
０）。存在していない場合には、プロセスは終了する。
不揮発性メモリにフリー・スペースが存在している場合
には、このブロックも不揮発性メモリに置かれ、ポイン
タがリストに挿入され、両方のタグがオンにされるので
（ブロック９８０）、ディスクはこれを次の書込みフェ
ーズで書き込む。さらに、このブロックに対応したビッ
ト・マップ内のビットがオンにされ、このブロックを存
続ディスクから読み取る必要がもはやなくなったという
ことを示す。
【００３７】読取り要求時に、ブロックが不揮発性メモ
リ内になく、かつ交換ディスクでブロックが利用できる
ことをビット・マップが示している場合には、ブロック
が交換ディスクの１つから読み取られる。その時点でい
くつの交換ディスクが読取りモードになっているのか
を、プロセスが調べることが好ましい（ブロック９５
０）。読取りモードの交換ディスクが１つだけである場
合には、読取りはその交換ディスクによって行われる
（ブロック９５４）。両方の交換ディスクが読取りモー
ドである場合には、アームが要求されたディスクにもっ
とも近いディスクによって、要求が処理されることが好
ましい（ブロック９５２）。ブロックを交換ディスクか
ら読み取る場合には、ビット・マップを更新したり、ブ
ロックをキャッシュに記憶する必要はない。
【００３８】第４のプロセスは回復中に書込みを行い、
図３に示したものとまったく同じステップを取る。さら
に、すべての場合に、書き込まれるビットに対応するビ
ットはビット・マップにセットされ（まだセットされて
いない場合）、そのブロックを存続ディスクから複写す
る必要がもはやないことを示す。
【００３９】第５のプロセス（図９に示す）は背景プロ
セスで、交換ディスクにまだ書き込まれていない存続デ
ィスクのブロックを走査する。システムが回復モードに
なると、プロセスが始まり（ブロック１０００）、交換
ディスクが活動化される。存続ディスクがアイドルにな
るまで、すなわち、ランダム読取り要求が待ち状態にな
っていなくなるまで、プロセスは待機する（ブロック１
０１０）。次いで、走査されていないブロック、すなわ
ち、ビット・マップ内のビットがセットされていないブ
ロックがあるかどうか、検査される（ブロック１０２
０）。すべてのブロックが走査されている場合、回復は
完了し、プロセスは終了する（ブロック１０６０）。存
続ディスクを他に使用するためにシステムに戻すことが
できる。未走査のブロックがある場合、プロセスは不揮
発性メモリにフリースペースがあるかどうかを検査する
（ブロック１０３０）。ない場合には、プロセスはしば
らくの間休眠する（ブロック１０４０）。不揮発性メモ
リにフリー・スペースがある場合、プロセスは存続ディ
スクのヘッドの現在位置にもっとも近い未走査のブロッ
クを読み取る（ブロック１０５０）。ビット・マップは
どのブロックが未走査なのかを決めるために使用され
る。読み取られたブロックは不揮発性メモリに置かれ、
そのタグは両方ともオンになって、交換ディスクがブロ
ックを書き込まなければならないことを示す。ポインタ
もポインタ・リストに挿入される。さらに、ビット・マ
ップの対応するビットがセットされ、存続ディスクがブ
ロックを再度走査する必要がないことを示す。プロセス
は次いで、上記のステップを反復する（ブロック１０１
０へ戻る）。ランダム読取りが到着すると、読取りが完
了するまで、プロセスはブロック１０１０で中断する。
【００４０】当分野の技術者には、回復プロセスを促進
するために存続ディスクが使用できる都合のよい方策が
あることが容易に理解できよう。たとえば、存続ディス
クがランダム読取りを取り扱う場合に、存続ディスクは
ディスクが目標ブロックまで回転してくるのを待ってい
る間に、そのアームの下を通過する未走査の（すなわ
ち、複写されていない）ブロックを読み取ることができ
る。さらに、図９に示すプロセスが一時に２つ以上のブ
ロックを読み取れることも明らかであろう。
【００４１】
【発明の効果】本発明によれば、ランダム・ディスク書
込み入出力を変換して、順次入出力に近づけることによ
って、ランダム・ディスク入出力の性能が改善された２
重化ディスク・サブシステムが得られる。
【００４２】さらに、読取り応答時間を損なうことなく
２重化ディスクのスループットを改善できる。
【００４３】さらにまた、高速な復元を維持しながら、
復元中のディスクの読取り及び書込みに対して保証され
た性能を提供することによって、障害を生じたディスク
からの復元プロセス中の性能を改善することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の好ましい実施例の全体的なブロック図
である。
【図２】入出力プロセッサの不揮発性メモリにおけるデ
ータの好ましい編成の図である。
【図３】正規作動時の書込み要求の処理に関連するステ
ップを示す流れ図である。
【図４】正規作動時に書込みバッチを適用するプロセス
に関連するステップを示す流れ図である。
【図５】書込みバッチを２つの２重化ディスクに適用す
る２つのプロセスの間のタイミング関係を示すタイミン
グ図である。
【図６】正規作動時の読取り要求の処理に関連するステ
ップを示す流れ図である。
【図７】障害を生じたディスクの回復時の構成の略図で
ある。
【図８】回復時の読取り要求を行うことに関連する流れ
図である。
【図９】存続しているディスクを走査する背景処理に関
連するステップを示す流れ図である。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ダニエル・エム・ディアス アメリカ合衆国ニューヨーク州マホパッ ク、ピケ・プレイス16 (72)発明者 クリストス・エイ・ポリゾイス アメリカ合衆国ニューヨーク州ホワイ ト・プレーンズ、マーティン・アベニュ ー25 (56)参考文献 特開 昭61−249132（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−21021（ＪＰ，Ａ) 特開 昭59−135563（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−266046（ＪＰ，Ａ) 特開 昭57−168360（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−125725（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−280221（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−58140（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 12/16 310 G06F 3/06

Claims (11)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】コンピュータ・システム用のデジタル情報
    のデータ・ブロックを重複して記憶するための２重化対
    のディスクと、 前記２重化対のディスクのための制御装置とからなり、
    該制御装置はメモリを有し、 前記２重化対の両方のディスクに重複してデータ・ブロ
    ックが記憶されるまで、コンピュータ・システムから与
    えられるデータ・ブロックを前記メモリに一時的に蓄積
    し、 前記２重化対の一方のディスクに未だ記憶されていない
    前記メモリ中のブロックを識別し、且つ前記２重化対の
    他方のディスクに未だ記憶されていない前記メモリ中の
    ブロックを識別し、 前記一方のディスクに未だ記憶されていない前記蓄積さ
    れたデ−タ・ブロックを１つのバッチ・ランで前記一方
    のディスクに効率良く書込める順序にソ−トし、且つ前
    記他方のディスクに未だ記憶されていない前記蓄積され
    たデ−タ・ブロックを別のバッチ・ランで前記他方のデ
    ィスクに効率良く書込める順序にソ−トし、 前記一方のディスクが書込みモードであり、且つ前記一
    方のディスクに未だ記憶されていない前記蓄積されソ−
    トされたデ−タ・ブロックがバッチ・モ−ドで前記一方
    のディスクに書込まれ、その間前記他方のディスクが前
    記コンピュ−タ・システムに対し読取りモ−ドで作動す
    るような第１作動モードを設け、 前記他方のディスクが書込みモードであり、且つ前記他
    方のディスクに未だ記憶されていない前記蓄積されソ−
    トされたデ−タ・ブロックがバッチ・モ−ドで前記他方
    のディスクに書込まれ、その間前記一方のディスクが前
    記コンピュ−タ・システムに対し読取りモ−ドで作動す
    るような第２作動モードを設け、 離隔した複数の期間中、前記第１作動モードで、また前
    記離隔した複数の期間相互間の少なくとも一部で前記第
    ２作動モードで前記２重化対のディスクを作動させ、 前記メモリから前記コンピュ−タ・システムに要求され
    たデータ・ブロックが前記メモリにある場合には、前記
    要求されたデ−タ・ブロックを前記メモリから前記コン
    ピュ−タ・システムに与え、前記メモリにない場合に
    は、前記第１作動モードで作動しているとき前記他方の
    ディスクから、前記第２作動モードで作動しているとき
    前記一方のディスクから前記要求されたデータ・ブロッ
    クを前記コンピュータ・システムに与え、 これによって、前記コンピュータ・システムから要求さ
    れたデ−タ・ブロックの読取りを妨げることなく、ソ−
    トされた順序且つバッチ・ランで前記２重化対のディス
    クにデータ・ブロックを書込むことができるディスク記
    憶サブシステム。
  2. 【請求項２】前記メモリがフォールト・トレラントであ
    る請求項１記載のディスク記憶サブシステム。
  3. 【請求項３】前記第１作動モードが周期的に始動するよ
    うに構成されている請求項１記載のディスク記憶サブシ
    ステム。
  4. 【請求項４】前記累積されたデ−タ・ブロックのソ−ト
    では、ディスク全体の物理的走査に従う順序で前記デ−
    タ・ブロックを走査する、請求項１記載のディスク記憶
    サブシステム。
  5. 【請求項５】前記一方のディスクに未だ記憶されていな
    い前記蓄積されたデ−タ全体を、前記第１作動モード
    中、モ−ドの切換え前に、前記ソ−トされた順序で一回
    走査する、請求項１記載のディスク記憶サブシステム。
  6. 【請求項６】前記２重化対のディスクが両方とも読取り
    モードであり、且つ前記要求されたデータ・ブロックが
    前記メモリにない場合に、前記２重化対の前記ディスク
    のいずれが前記要求されたデータブロックをもっとも短
    い時間で渡すことができるか判断し、前記要求されたデ
    ータ・ブロックを前記判断されたディスクから検索する
    第３作動モ−ドを設けた、請求項１記載のディスク記憶
    サブシステム。
  7. 【請求項７】前記第１作動モ−ドが次の前記第２作動モ
    ードの始動の前に終了した場合、または前記第２作動モ
    −ドが次の前記第１作動モードの始動の前に終了した場
    合に、前記２重化対のディスクを前記第３作動モードで
    作動させる、請求項６記載のディスク記憶サブシステ
    ム。
  8. 【請求項８】前記２重化対の前記ディスクの両方を書込
    みモードで作動させる第４作動モードを設け、前記第１
    作動モードの始動時に前記ソ−トされた順序のすべての
    データ・ブロックが、第２作動モードのスケジュールさ
    れている再始動時までに前記一方のディスクに書込まれ
    ていない場合、または前記第２作動モードの始動時にス
    ケジュールされた順序のすべてのデータ・ブロックが、
    第１作動モードのスケジュールされている再始動時まで
    に前記他方のディスクに書込まれていない場合に、前記
    ２重化対のディスクを前記第４作動モードで作動させ
    る、請求項１記載のディスク記憶サブシステム。
  9. 【請求項９】前記サブシステムはスペア対の記憶ディス
    クを含んでおり、且つ前記制御装置は前記２重化対の前
    記ディスクの一つのみが作動状態を維持している場合、
    前記スペア対によって前記２重化対を回復作動モ−ド中
    は増加させ、 前記制御装置は前記回復作動モード中、作動状態を維持
    している前記一つのディスクを、該作動状態のディスク
    のすべてのブロックが前記メモリ、あるいは前記スペア
    対のディスクの一方または両方のいずれかへ転送される
    まで、読取りモードとしておき、前記すべてのブロック
    が転送された時点で、前記スペア対が前記２重化対と置
    換わる、請求項１記載のディスク記憶サブシステム。
  10. 【請求項１０】コンピュータ・システムから受取ったデ
    ィジタル情報のデ−タ・ブロックを、２重化対の記憶デ
    ィスクを有する記憶サブシステムに記憶し、前記コンピ
    ュータ・システムからの要求時に前記記憶サブシステム
    からデータ・ブロックを読取る方法において、 前記コンピュ−タ・システムから受取った１群のデ−タ
    ・ブロックを、各々バッチ・モ−ドで書込まれる複数の
    バッチのデ−タ・ブロックとして一時的に蓄積し、 前記各バッチ中の蓄積されたデータ・ブロックを、前記
    ２重化対のディスクに効率良くバッチ書込みできる順序
    にソ−トし、 前記２重化対のディスクを、前記２重化対の一方のディ
    スクが書込みモードであり、前記２重化対の他方のディ
    スクが読取りモードである第１作動モード、ならびに前
    記一方のディスクが読取りモードであり、前記他方のデ
    ィスクが書込みモードである第２作動モードで作動さ
    せ、 前記一方のディスクに未だ書込まれていない前記蓄積さ
    れソ−トされたバッチのデータ・ブロックを、前記第１
    作動モード中、前記一方のディスクに複写し、 前記他方のディスクに未だ書込まれていない前記蓄積さ
    れソ−トされたバッチのデータ・ブロックを、前記第２
    作動モード中、前記他方のディスクに複写し、 離隔した複数の期間中、前記第１作動モードで、また前
    記離隔した複数の期間相互間の少なくとも一部で前記第
    ２作動モードで前記２重化対のディスクを作動させ、 前記コンピュ−タ・システムから要求されたデータ・ブ
    ロックが前記メモリ中にある場合には前記メモリから、
    前記メモリ中にない場合には、前記２重化対のディスク
    が前記第１作動モードで作動していれば前記他方のディ
    スクから、また前記２重化対のディスクが前記第２作動
    モードで作動していれば前記一方のディスクから、該要
    求されたデータ・ブロックを読取る、諸ステップからな
    り、 これによって、前記コンピュータ・システムから要求さ
    れたデータ・ブロックの読取りを妨げることなく、前記
    ソ−トされた順序で前記２重化対のディスクにデータ・
    ブロックを書込むことができるデータ・ブロック記憶方
    法。
  11. 【請求項１１】第１及び第２のフラグを前記グループの
    各蓄積されたデータ・ブロックに関連づけるステップを
    更に含んでおり、特定のデータ・グループに関連づけら
    れた前記第１フラグは該特定のデータ・グループが前記
    一方のディスクに複写されたかどうかを示し、前記特定
    のデータ・グループに関連づけられた前記第２フラグは
    該特定のデータ・ブロックが前記他方のディスクに複写
    されたかどうかを示す、請求項１０記載のデータ・ブロ
    ック記憶方法。
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