JP3151008B2 - ディスクセクタ解析方法 - Google Patents

ディスクセクタ解析方法

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JP3151008B2
JP3151008B2 JP20485691A JP20485691A JP3151008B2 JP 3151008 B2 JP3151008 B2 JP 3151008B2 JP 20485691 A JP20485691 A JP 20485691A JP 20485691 A JP20485691 A JP 20485691A JP 3151008 B2 JP3151008 B2 JP 3151008B2
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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、コンピュータシステム
のディスクドライブ制御に関し、特にパーソナルコンピ
ュータに用いられるインテリジェント超大容量ディスク
ドライブアレイサブシステムのバックグラウンドモード
でのディスクドライブセクタ解析を実行するための方法
に関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、マイクロプロセッサ及びこれを用
いているパーソナルコンピュータは、能力がより一層増
強されている。現在のパーソナルコンピュータは、２０
〜３０年前のメインフレームコンピュータをはるかにし
のぐ容量を有しており、かつ最近製造されるようになっ
たマルチメインフレーム及びミニコンピュータの容量に
近づいている。３２ビット幅のワードサイズを有するマ
イクロプロセッサが現在主に利用されているが、過去に
おいては、８ビット及び１６ビットが一般的であった。
【０００３】パーソナルコンピュータシステムは、毎年
のように発達し、新しい用途が発見されている。これら
の用途は、完全なコンピュータシステムを形成する種々
のサブシステムに対しての異なった種々の要求を包含し
ている。生産量の要求及び生産設備規模の経済性を考慮
すると、できるかぎり多くの共通特徴が高容量ユニット
と結びつけられることが好ましい。このことは、パーソ
ナルコンピュータ業界において、一般的には電源、種々
の大容量記憶装置を取り付ける設備及びシステムボード
を含み、かつ、マイクロプロセッサ、マイクロプロセッ
サに関する回路、他のサブシステムを含む回路ボードを
接続するコネクタ、マイクロプロセッサと回路ボードと
を連結することに関する回路及びメモリをこの順序で結
合する基本的システムユニットを発達させることによ
り、生じたものである。コネクタ及び変換可能な回路ボ
ードを用いることにより、各コンピュータシステムに対
し所望の能力を有するサブシステムが、簡単にコンピュ
ータシステムと結合されることが可能となった。交換可
能な回路ボードの使用は、サブシステムが簡単に設計で
きかつシステムユニット設計者及び交換可能な回路ボー
ド設計者によって非互換にされることから問題が生じな
いように、インターフェイスすなわちバス基準の発達を
必要とする。
【０００４】交換可能な回路ボード及びインターフェイ
ス基準（種々の信号がバスによって全てのコネクタに供
給されることから、通常はバススペックと呼ばれる）を
用いることは、インターナショナル・ビジネス・マシン
（ＩＢＭ）社の最初のパーソナルコンピュータであるＩ
ＢＭ ＰＣにおいて始めて組み入れられた。ＩＢＭＰＣ
はマイクロプロセッサとしてインテル（ｌｎｔｅｌ）社
の８０８８を用いている。８０８８は、８ビット（１バ
イト）の外部データインターフェイスを有しているが、
内部では１６ビットワードで稼動する。８０８８は２０
本のアドレス線を有しており、これは８０８８が最大１
メガバイトまでのメモリに直接アドレス指定できること
を意味する。さらに当初のＩＢＭ ＰＣにおいて、組み
入れ用に用いられたメモリ部品は、現在のものにくらべ
て遅くて高価なものであった。また、当時のコスト面か
らは簡単な装置しか利用できなかったため、ビデオ出力
ユニットや超大容量記憶装置ユニットのような種々のサ
ブシステムは、単純なものであり低パフォーマンスレベ
ルであった。
【０００５】これら種々の要素及び構成物の選択を考慮
して、インターフェイス基準は発達し、ＩＢＭ ＰＣに
用いられた。該基準では、個々のラインが、入出力（１
／Ｏ）すなわちメモリスペースの読出し／書込み動作
（オペレーション）を示す２０本のアドレス線及び８本
のデータ線を利用し、かつ、割込み及び直接メモリアク
セス（ＤＭＡ）チャネルの限定された機能のみを有して
いる。構成物を複雑に構成することによって必要な稼働
が生じるようにし、これによって、インターフェイス基
準が柔軟性であることを必要としていない。このインタ
ーフェイス基準は数年間は成功した。
【０００６】コンピュータ及びエレクトロニクス産業で
は避けられないことだが、種々の部品の能力は劇的に増
大する。メモリ物品の価格は下がったが、容量及びスピ
ードは増大した。超大容量記憶サブシステムのパフォー
マンス比及び容量は、一般に、従来からのフロッピーデ
ィスクユニットの代わりにハードディスクユニットを組
み入れることにより、増大させられる。ビデオプロセッ
サ技術は、高解像度カラーシステムが確実に実現できる
ように改良された。このような発達／改良が現存するＩ
ＢＭ ＰＣインターフェイス基準の能力を圧迫し、これ
により、インターフェイス基準における数々の制限が問
題となっている。インテル社の８０２８６が導入された
ことにより、ＩＢＭ社はＡＴと呼ばれる新しいより強力
なパーソナルコンピュータを開発した。８０２８６は、
１６ビットのデータバス及び２４本のアドレス線を有し
ているので、１６メガバイトのメモリに直接アドレス指
定することができる。さらに、８０２８６においては、
稼動スピードが増大しており、８０８８にパフォーマン
ス制限を生じさせていた多くの動作が実現可能である。
【０００７】現存のサブシステムの回路ボードが新しい
ＡＴに用いられるようにすることが要望され、ＰＣに用
いられていたインターフェイス基準が拡張されて用いら
れた。新しいインターフェイス基準は発展されて、産業
基準アーキテクチュア（ＩＳＡ）となった。各ロケーシ
ョン（位置）に対する第２のコネクタが設けられて、拡
張に用いられた信号のための追加のラインを該コネクタ
に接続している。追加のラインは、２４ビットのアドレ
ス指定能力及び１６ビットのデータ転送を用いることが
できる付加的アドレス及びデータ線と、付加的割込み及
びＤＭＡ線と、サブシステム回路ボードが拡張特性を用
いることができるかどうかを示す線とを含んでいる。
【０００８】アドレス値は動作（オペレーション）サイ
クルの比較的早期部分において８０２８６マイクロプロ
セッサにより提供されるが、ＰＣインターフェイスが設
計された８０８８のタイミング基準と異なっているの
で、ＰＣインターフェイス基準はアドレスの初期部分を
利用することができなかった。これにより動作スピード
が制限されてしまうが、これは、動作がインターフェイ
ス基準のメモリタイミングスペックに制限されて、８０
２８６の有するレートでの動作が不可能であるからであ
る。そのため、新しく加えられたアドレス信号は、サイ
クルの早期部分で利用することが可能である。アドレス
単一タイミングの変化は、アーキテクチュアの拡張部分
を利用している動作をより早くさせることができる。よ
り高いパフォーマンスを行う部品が存在すれば、システ
ムマイクロプロセッサすなわちバスを稼動させるＤＭＡ
コントローラの他に、マスタユニットを有することが可
能である。しかしながら、新１６ビット基準又は旧８ビ
ット基準で動作させられる回路ボードと協働させる必要
があることから、各マスタユニットは、回路ボードの組
み合わせの全てで動作することが必要であった。マスタ
ユニットは、システムボードロジック回路及び他のマス
タユニットによりすでに実行された多くの機熊及び特性
と協働しなければならないので、上記のことは、マスタ
ユニットの複雑度を増しかつ部品の重複につながった。
【０００９】さらに、マスタユニットは、バスのゲイン
制御をするためのＤＭＡコントローラを用いることが必
要となり、優先化及びコンピュータシステム中に存在可
能なのマスタユニットの数を制限している。部品の容量
／能力は増大し続けた。メモリスピード及びその大きさ
が増大し、超大容量記憶ユニット及びその大きさが増大
し、ビデオユニット解像度が増大し、そして、インテル
社は８０３８６マイクロプロセッサを導入した。部品能
力が増大したことによりマスタユニットの使用への要望
を強めたが、マスクユニットのパフォーマンスは、ＩＳ
Ａのスペック及び容量により制限されていた。８０３８
６は、３２ビットのアドレスを用いて４ギガバイトのメ
モリに直接アドレス指定する能力を提供し、３２ビット
幅のデータ転送を可能にしたが、ＩＳＡ基準が１６ビッ
トデータと２４ビットアドレスのみを許容しているもの
であるため、８０３８６は十分に利用可能であるとは言
えなかった。
【００１０】情報及びファイルがサーバと呼ばれる一つ
のコンピュータ中に貯えられており、該情報及びファイ
ルが限定的な（超大容量でない）容量を有するローカル
ワークステーションに分配されるというローカルエリア
ネットワーク（ＬＡＮ）は、サーバに必要とされる大容
量部品のコストがかなり安いこと、及び、ワークステー
ションのための部品のコストが安いことにより、実用的
なものとなった。ＩＳＡを発展させる段階で行われたこ
とと同様な拡張が、８０３８６の能力を利用するために
なされた。しかし、このタイプの拡張は、ある種の問題
点を有していた。ＬＡＮの出現、サーバにおける高能力
化の要求、並びにコンピュータ支援設計（ＣＡＤ）アニ
メーションに用いられるビデオグラフィックワークステ
ーソョンの高能力化の要求により、極めて高いデータ転
送速度が要求されるようになった。仮に、わずかに短い
基準サイクル時間を提供したとしても、ＩＳＡを発展さ
せる段階で行われたことと同様な拡張によっては、上述
した能力の向上は実現できないであろう。なぜなら、こ
れによっても性能は所望レベルよりも低い状態に止まる
からである。
【００１１】コンピュータシステムの性能が増大したこ
とにより、固定ディスクドライブのような超大容量記憶
サブシステムが、コンピュータとの間のデータ転送にお
いて重要な役割を占めるようになった。過去数年間、超
大容量記憶サブシステムの流行により、データ転送性
能、容量及び信頼度が改良された。超大容量記憶サブシ
ステムは、一般的にはディスクアレイサブシステムとし
て知られるものである。ディスクアレイのデザインに関
する文献が、近年多数出版された。これには、「Ｃｏｎ
ｓｉｄｅｒａｔｉｏｎｓ ｉｎ ｔｈｅ Ｐｅｓｉｇｎ ｏ
ｆ ａ ＲＡＩＤＰｒｏｔｏｔｙｐｅ」〔シュルツ（Ｍ．
Ｓｃｈｕｌｚｅ）著、レポートナンバーＵＣＢ／ＣＳＤ
８８／４４８，１９８８年８月，カリフォルニア州立
大学バークレー校コンピュータ科学部〕、「Ｃｏｄｉｎ
ｇ Ｔｅｃｈｎｉｑｕｅｓ ｆｏｒＨａｎｄｌｉｎｇ Ｆ
ａｉｌｕｒｅｓ ｉｎ Ｌａｒｇｅ Ｄｉｓｋ Ａｒｒａｙ
ｓ」〔ギブソン（Ｇ．Ｇｉｂｓｏｎ），ヘレールシユタ
イン（Ｌ．Ｈｅｌｌｅｒｓｔｅｉｎ）、カーブ（Ｒ．Ｋ
ａｒｐ），カッツ（Ｒ．Ｋａｔｚ）及びパターソン
（Ｄ．Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ）著、レポートナンバーＵＣ
Ｂ／ＣＳＤ ８８／４７７，１９８８年１２月，カリフ
ォルニア州立大学バークレー校コンピュータ科学部〕及
び「Ａ Ｃａｓｅ Ｓｔｕｄｙ ｆｏｒ Ｒｅｄｕｎｄａｎ
ｔ Ａｒｒａｙｓｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓ
ｋｓ（ＲＡＩＤ）」〔パターソン、ギフトソン及びカッ
ツ著、１９８８年６月にイリノイ州シカゴで行われたＡ
ＣＭ ＳＩＧＭＯＤ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ〕が含まれ
ている。
【００１２】ディスクアレイサブシステムの確立を望む
ひとつの理由は、非常に高速のデータ転送速度を有する
論理装置を創るためである。これは、多数の基準ディス
クドライブを組み合わせて、これらの装置とコンピュー
タシステムのメモリとの間で、データを転送することに
より達成される。もしｎ個の装置が組み合わせられれ
ば、データ転送速度はｎ倍になる。このストリッピング
と呼ばれる技術は、第２の記憶装置からの（又はこの装
置への）データの大量転送が要求されるスーパーコンピ
ュータにおいて最初に取り入れられた。この方式では、
多数の装置が、単一の論理装置としてアドレス指定され
てもよいし、さらには、ソフトウェア又はハードウェア
のどちらかによって実行されてもよい。ディスクアレイ
サブシステムは、データ冗長性及びデータ回復の能力の
いずれか一方及び両方を備えるようにしてもよい。
【００１３】データ冗長性及びデータ回復の２つの技術
は、破滅的な装置障害が起こったときに、データを貯え
るために用いられるのが一般的である。その１つの技術
は、ミラードライブ（ｍｉｒｒｏｒｅｄ ｄｒｉｖｅ）
である。ミラードライブは、各データドライブに冗長性
データドライブを生成する。ミラードライブ耐障害（ｆ
ａｕｌｔ ｔｏｌｅｔａｎｃｅ）技術を利用すると、デ
ィスクアレイへの書込みにより、主データディスク及び
そのミラードライブへも書込みが実行される。この技術
によりディスクアレイ機能の損失は最小となる。しかし
ながら、ミラードライブ耐障害技術を用いることに、あ
る種の問題が存在する。主な問題は、この技術が冗長性
のために総データ記憶の５０％を用いてしまうというこ
とである。このことにより、バイトあたりの記憶装置の
コストはかなり高いものとなってしまう。
【００１４】ミラードライブ以外の他の技術は、アレイ
中の種々のドライブに書込まれているデータブロックを
読み出し、かつ、アレイ中の予備ドライブすなわちパリ
ティドライブに書込まれるパリティ情報を生成する排他
的論理和（ＸＯＲ）技術を用いているパリティ技術であ
る。これの長所は、データ冗長性及びデータ回復のため
に用いられるデータ記憶の量を最小にすることができる
ということである。８ドライブアレイにおいては、パリ
ティ技術はパリティ情報として用いられる１つのドライ
ブを必要とするので、総記憶の１２．５％が冗長性のた
めに用いられるが、これに対して、ミラードライブ耐障
害技術においては５０％が用いられる。つまり、パリテ
ィドライブ技術は、データ記憶装置のコストを低下させ
る。しかしながら、パリティドライブ技術にも多くの問
題点がある。その中の主なものは、データドライブが更
新されると、パリティドライブもその都度更新されなけ
ればならないという、ディスクアレイ中での性能損失で
ある。データは、該データをデータドライブに書込むの
と同様にパリティドライブに書込まれるため、ＸＯＲ処
理を被らなければならない。
【００１５】２番目の問題点は、ＸＯＲパリティ情報生
成を行うために、システムプロセッサを用いることであ
る。このことは、ドライブデータがＸＯＲパリティ情報
を生成するためにドライブから転送バッファ、システム
プロセッサローカルメモリへ転送されるということ、及
び、データが転送バッファを経てドライブに返送される
ことを必要とする。その結果、ホストシステムプロセッ
サは、ＸＯＲパリティデータの生成を管理する際に、大
きな負担を強いられることになる。ディスクアレイコン
トローラ中のローカルプロセッサを用いることも、シス
テムプロセッサのときと同じような多くの問題にぶつか
る。ドライブデータは、ＸＯＲパリティ情報を生成する
ために、再度、ドライブから転送バッファ、ローカルプ
ロセッサメモリへ送られ、そして、転送バッファを経て
パリティドライブに返送される。このデータエラー訂正
については、米国特許第４６６５９７８号に記載されて
いる。
【００１６】
【発明が解決しようとする課題】ディスクアレイにおけ
るミラー又はパリティ耐障害技術の実行により、ディス
クアレイ中のデータ冗長性及びデータ回復能力が大きく
改善される。しかしながら、これは、ディスクアレイ中
のデータ損失を導くという問題を招く。これらの状態
は、パリティディスク又はミラーディスク上のディスク
セクタに障害が生じたときに、データディスク上の対応
するディスクセクタの障害がつづいて発生する。この場
合、ミラーディスク又はパリティディスクに障害が発生
し、それが検出又は訂正されないときには、データは再
生成されない。
【００１７】たとえば、データベースアプリケーション
は、多数のデータ記録を含み、該データ記録は、ディス
クアレイにまず書込まれ、かつ、記録が更新されること
無しに何度も読み出される。最初の書込み動作時では、
データドライブに書込まれたデータは、ＸＯＲパリティ
情報を生成するために用いられる。データは、アレイ中
のデータディスク上のデータドライブセクタに書込ま
れ、それに対応するＸＯＲパリティ情報は、パリティド
ライブ上の対応するセクタに書込まれる。データドライ
ブに障害が発生したとき、データは、パリティドライブ
及びその他のデータドライブからのＸＯＲパリティ情報
を用いて、再生成される。破滅的なドライブ障害が起こ
ると、ハードディスクの多くのコモンモードの障害が生
じると、ディスクトラックの１つ以上のディスクセクタ
に破損又は読出し不能が生じてしまう。ディスクセクタ
のデータは、データディスク及びＸＯＲパリティディス
クを利用して再生成される。データディスク及びパリテ
ィディスクの対応するセクタは、決まったディスクセク
タのデータを再生成するために読み出される。再生成さ
れたデータは、総データディスク再生成過程において、
置換えディスクに読出されてもよいし、現存するディス
ク上の新しいセククに再度マッピングされてもよい。
【００１８】このような環境の下では、ディスクコント
ローラは、対応するデータドライブセクタへの書込みが
起こるか、又はパリティセクタが１つ以上のディスクド
ライブへのデータを生成するために読み出されるかしな
ければ、パリティディスクにアクセスしない。しかし、
パリティディスクは、アレイ中のデータドライブと同じ
くらいディスク障害を起こしやすい。動作中に、パリテ
ィドライブ上のセクタが破損又は故障してしまうことが
ある。この障害は、パリティディスクがディスクコント
ローラによりアクセスすることができないときには、検
出されない。このように、データディスク上のセクタに
対応するＸＯＲパリティ情報は、ディスクコントローラ
又はパリティディスクセクタ障害にユーザが気付いてい
ない場合に、破損又は損失してしまう。対応するデータ
ドライブセクタに破損又は障害が生じると、ディスクア
レイは、パリティ耐障害技術を用いても、データを再生
威できない。
【００１９】同様のことは、ミラードライブ耐障害技術
がディスクアレイに用いられた場合にも起こる。パリテ
ィ耐障害技術の場合と同様なことは、記録が最初データ
ドライブに書込まれかつデータが更新されること無しに
多数回読出されたときに、起こる。最初の書込み要求
は、データディスク及びこれに対応するミラーディスク
への書込みコマンドを生成する。その後の読出し要求
は、ミラーディスク上の対応するセクタの読み出し無し
に、データディスク上のセクタへディスクコントローラ
により指図される。該コントローラは、書込みコマンド
がデータディスクに与えられるか、又はデータディスク
障害のときにミラーディスクがデータを再生成するため
に読み出されるかの場合にのみしか、ミラーディスクに
アクセスできない。
【００２０】ミラーディスク上のセクタは、規定以上に
動作させられ、それにより破損又は障害を生じる可能性
がある。読出し要求がデータディスクに対してなされ、
ミラーディスクに対してなされていないとき、ミラーデ
ィスクに生じた障害は、ディスクアレイコントローラ又
はユーザにより検出されることがない。したがって、ド
ライブコントローラ及びユーザは、ミラーディスクアレ
イの障害に気付かない。ディスクアレイは、データディ
スクセクタが破損又は故障し、それに対応するミラード
ライブセクタがすでに破損又は故障していたならば、デ
ータを再生成することができない。
【００２１】このようなことは、ミラードライブがデュ
プレックスディスクコントローラを用いて管理されてい
るときには起こらない。デュプレックス環境では、別の
コントローラが、データ及びミラードライブを管理する
ために用いられる。最初の書込み要求は、各ドライブへ
の各コントローラにより生成される書込みコマンドとな
る。その後の読出し要求もまた、両方のドライブコント
ローラに送られる。オペレーティングシステムは、どち
らのコントローラが続出し要求を最初に行うかに応じ
て、データ又はミラーのどちらかのディスクコントロー
ラからデータを受取る。よって、一方のディスクは、名
ばかりのミラーディスクとされるが、それは多くの場
合、主データディスクとして役立つ。さらに、どちらか
のドライブが不良になれば、各コントローラが要求に応
答するので、エラーがオペレーティングシステムに供給
される。よって、データが他のドライブから使用されて
も、エラーが報知される。よって、パリティ又はミラー
耐障害技術が用いられても、データ損失が起こる。
【００２２】
【課題を解決するための手段】本発明は、インテリジェ
ントな耐障害ディスクアレイコントローラシステムを有
するパーソナルコンピュータの使用のためのもので、コ
ントローラは、コンピュータシステムのホストによる管
理を受けないでドライブパリス（ｐａｒｉｓ）に接続さ
れる８つまでの基準集積ディスクドライブのアレイの動
作を管理することができるものである。特に本発明は、
ディスクセクタ完全性を確かめるためのバックグラウン
ドタスクのような、パリティ及びミラーディスクを含む
アレイ中のすべてのディスクへの読出し要求を生成する
ことにより、ディスク表面の解析を行う方法に関する。
【００２３】本発明の方法は、マルチタスク環境で動作
するローカルマイクロプロセッサを有するインテリジェ
ントなディスクアレイサブシステムコントローラにおい
て用いられるものである。本発明の方法では、ディスク
が動作していない所定の時間後にバックグラウンドタス
クが始まる。バックグラウンドタスクは、耐障害及びデ
ータ冗長性に割り当てられたディスクを含んだすべての
ディスクセクタをアレイ中にあるようにするディスクコ
ントローラにより処理される読出し要求（読み出してセ
クタの完全性をチェックする）を生成する。個々の読出
し要求は、ローカルプロセッサにより管理され、セクタ
読出し中の完全性（無傷）情報を示している成功又は障
害コードを送り返す。本方法は、ホストプロセッサに読
出し障害を知らせる手段を含んでいるので、訂正処理が
なされる。本発明では、ディスクアレイ中のすべてのセ
クタが読出され確認されるまで、バックグラウンドモー
ドでの読出し要求を生成し続ける。すべてのセクタの読
出しが完了すると、本発明ではアレイ全体についての読
出し確認が始まる。本発明では、ディスクアレイサブシ
ステムがアクティブに読出し／書込み動作を行っている
ことを検出したときにバックグラウンドタスクが非アク
ティブ状態になるというように、上述の読出し確認過程
によりディスクアレイサブシステム機能が逆に影響を受
けるということがない。バックグラウンドタスクは所定
時間だけ待機した後にアクティブ状態となり、ディスク
アレイがまだ読出し又は書込み動作をしているかどうか
を判定するテストをする。まだビジー状態であれば、バ
ックグラウンドタスクは再び所定期間だけ非アクティブ
状態となる。ディスクアレイが非アクティブ状態であれ
ば、タスクは再びディスクアレイに読出し要求を送り始
める。本発明では、アレイ中のすべてのディスクメモリ
ロケーション（位置）が確認されるまで、読出し要求が
送り続けられる。このタスクの完了に続いて、本発明で
は、再びディスクアレイに読出し要求が送出され始め、
上述の過程が繰り返される。
【００２４】
【実施例】まず、本発明に係るコンピュータシステムを
概説する。図１及び図２において、Ｃは本発明の一実施
例であるコンピュータシステムであり、該システムＣは
図面上２つの部分に分けられているが、図１と図２は、
１から８の番号で相互連結されている。システムＣは４
つのバスを通じて互いに連結されているいくつかのブロ
ック要素を備えている。
【００２５】図１において、中央処理ユニット（ＣＰ
Ｕ）は、プロセッサ２０、数値コプロセッサ２２、キャ
ッシュメモリコントローラ２４、及びローカルプロセッ
サバス２６に接続されている論理回路を備えている。キ
ャッシュコントローラ２４と結合され(関連づけられ)て
いるのは、高速キャッシュデータランダムアクセスメモ
リ（ＲＡＭ）２８、キャシュ不能メモリアドレスマップ
プログラミング論理回路３０、キャッシュ不能アドレス
メモリ３２、アドレス交換ラッチ回路３４、及びデータ
交換トランシーバ３６である。ＣＰＵと関連づけられて
いるのは、ローカルバスレディアドレスイネーブルロジ
ック回路４０、論理回路３８、次アドレスイネーブル論
理４０、及びバス要求論理回路４２である。
【００２６】プロセッサ２０は好ましくはインテル社の
８０３８６マイクロプロセッサである。プロセッサ２０
は、ローカルプロセッサバス２６に連結されているコン
トロール線、アドレス線、及びデータ線を有している。
コプロセッサ２２は、通常の方法でローカルプロセッサ
バス２６及びプロセッサ２０に連結されるインテル社の
８０３８７及び／又はワイテック（Ｗｅｉｔｅｋ） Ｗ
ＴＬ ３１６７数値コプロセッサであることが好まし
い。キャッシュＲＡＭ２８は、キャッシュコントローラ
２４の制御の下で、バス９６のアドレス要素及びデータ
要素と連結して、要求されるキャッシュメモリ動作を実
行するための高速静的ＲＡＭであることが好ましい。キ
ャッシュコントローラ２４は、マスタモードに関連して
２ウェイで動作するように、インテル社の８２３８５キ
ャッシュコントローラであることが好ましい。
【００２７】図１及び図２において、構成要素は、それ
ぞれユニットの３３メガヘルツバージョンのものであ
る。アドレスラッチ回路３４及びデータトランシーバ３
６は、キャッシュコントローラ２４とプロセッサ２０と
を連結し、ローカルプロセッサバス２６とホストバス４
４との間に、ローカルバスインターフェイスを提供す
る。回路３８は、アクセスを制御するためにローカルバ
ス２６にバスレディ信号を供給し、かつ、何時次のサイ
クルが始まることができるかを指示する論理回路であ
る。イネーブル回路４０は、パイプラインアドレスモー
ドのサブシステム要素により利用されるデータ又はコー
ドの次アドレスが、ローカルバス２６上に送信できるこ
とを示すために用いられる。
【００２８】キャッシュ不能メモリアドレスマッププロ
グラマー３０は、プロセッサ２０及びキャッシュ不能ア
ドレスメモリ３４と協働して、キャッシュ不能メモリロ
ケーションをマッピングする。キャッシュ不能アドレス
メモリ３２は、多くのタイプのキャッシュメモリの不一
致を避けるために、システムメモリのエリアがキャッシ
ュ不能であるようにする。バス要求論理回路４２は、要
求されたデータがキャッシュメモリ２８ではなくてシス
テムメモリへのアクセスが要求されるときのような場合
に、ホストバス４４へのアクセスを要求するために、プ
ロセッサ２０及び関連する要素によって利用される。
【００２９】図においては、システムＣは、プロセッサ
バス２６、ホストバス４４、拡張型ＩＳＡ（ＥＩＳＡ）
バス４６（図２）、及びＸバス９０（図２）を有してい
る。図２に詳しく描かれていない部分は、本発明におい
て重要ではないものである。図２のシステムＣの一部分
は、ＢＩＳＡバス４６とホストバス４４との間を連結す
るための、ＢＩＳＡバス４６、ＢＩＳＡバスコントロー
ラ４８、データラッチ及びトランシーバ５０、アドレス
ラッチ及びバッファ５２を含む、ＢＩＳＡシステムであ
る。また、図２には、ＢＩＳＡをもとにしたコンピュー
タシステムに用いられる多くの要素が組み込まれた集積
システム周辺機器５４が示されている。
【００３０】集積システム周辺機器（ＩＳＰ）５４は、
プロセッサ２０へのアクセスを必要としないで、メイン
メモリ５８（図１）すなわちＢＩＳＡスロット及び入力
／出力（１／Ｏ）ロケーションに含まれているメモリへ
のアクセスを制御するＤＭＡコントローラ５６を含む。
メインメモリアレイ５８は、ローカルメモリと考えら
れ、システムの所定の要求を調節するために、所望の大
きさのメモリ回路アレイを備える。ＩＳＰ５４は、割込
みコントローラ７０、ノンマスカブル割込み論理７２、
及び、割込み信号の制御を可能にし、必要なタイミング
信号と待機状態とをＥＩＳＡスペック及び従来の手法に
したがって生成するシステムタイマ７４を含む。好まし
い具体例においては、プロセッサ生成割込み信号は、従
来のインテル８２５９割込みコントローラをエミュレー
ト及び拡張したデュアル割り込みコントロール回路によ
って制御される。ＩＳＰはまた、バスコントローラ４８
と協働してＢＩＳＡバス４６への種々の要求をキャッシ
ュコントローラ２４により制御及び調整するバス調整論
理７５、ＤＭＡコントローラ５６及びＢＩＳＡバス４６
に位置するバスマスタ装置を含む。
【００３１】メインメモリアレイ５８は、ダイナミック
ＲＡＭであることが好ましい。該メモリ５８は、データ
バッファ回路６０、メモリコントローラ回路６２及びメ
モリマップ装置６８により、ホストバス４４に連結す
る。バッファ６０は、データトランシービング、パリテ
ィ生成及びチェック機能を行う。メモリコントローラ６
２及びメモリマップ装置６８は、アドレスマルチプレク
サ及びコラムアドレスストローブバッファ６６及びロウ
アドレスィネーブル論理回路６４によりメモリ５３に連
結する。
【００３２】ＢＩＳＡバス４６は、ＩＳＡ制御バス７６
及びＥＩＳＡ制御バス７８、ＩＳＡ制御バス８０及びＥ
ＩＳＡ制御バス８２、並びに、アドレスバス８４、８
６、８８を含む。システム周辺機器は、Ｘバス９０によ
り、ＥＩＳＡバス４６からのＩＳＡ制御バス７６に連結
されている。Ｘバス９０への制御及びデータ／アドレス
転送は、Ｘバスコントロール論理９２、データトランシ
ーバ９４及びアドレスラッチ９６により行われる。
【００３３】Ｘバス９０には、Ｘバス９０とキーボード
並びにマウスとをコネクタ１００、１０２で連結するキ
ーボード／マウスコントローラ９８のような種々の周辺
機器が備えられる。その他にも、システムＣ及びシステ
ムビデオ動作のための基本オペレーションソフトウェア
を記憶したＲＯＭ回路１０６が、Ｘバス９０に接続され
ている。直列通信ボート１０８が、Ｘバス９０によりシ
ステムＣに接続される。フロッピー及び固定ディスクサ
ポート、並列ポート、第２の直列ボート、及び、ビデオ
サポート回路が、Ｘバス９０に接続されるブロック回路
１１０に備えられる。
【００３４】次に、ディスクアレイコントローラについ
て説明する。ディスクアレイコントローラ１１２は、Ｅ
ＩＳＡバスを通してデータ及びアドレス情報の通信をす
るために、ＥＩＳＡバス４６に接続されている。固定デ
ィスクコネクタ１１４は、固定ディスクサポートシステ
ムに接続され、固定ディスクアレイ１１６に接続されて
いる。図３には、本発明が用いられているディスクアレ
イコントローラ１１２の慨略的なブロック図が示されて
いる。図３のディスクアレイコントローラは、本発明が
動作する環境を示すためのものである。本発明の方法
は、マイクロプロセッサ基準のインテリジェントなアレ
イコントローラを有し、多くの従来型ボードディスクコ
ントロールシステムと共に、システムマイクロプロセッ
サにより行わせることができる、すべてのパーソナルコ
ンピュータシステムのディスクアレイについて実用可能
である。
【００３５】ディスクアレイコントローラ１１２は、好
ましくは、３２ビットＥＩＳＡバスマスタ拡張型ボード
のためにつくられ、すべてのＥＩＳＡ制御、アドレス、
及びＢＩＳＡバスによる転送に必要なデータ信号を備え
るインテル社の８２３５５である、マスクインターフェ
イスコントローラ１１８（ＢＭＩＣ）を含む。ＢＭＩＣ
１１８は、ディスクアレイシステムとシステムメモリと
の間の１６及び３２ビットのバースト転送をサポートす
る。さらに、ＢＭＩＣは、拡張型ボードとＢＩＳＡ及び
ＩＳＡ装置との間で、データサイズの変化する転送を実
行する。
【００３６】ディスクアレイコントローラ１１２は、互
換性のあるポートコントローラ（ＣＰＣ）１２０をも含
む。ＣＰＣ１２０は、ＢＩＳＡ能力の利点を用いるため
ではなく、ＥＩＳＡバス４６と現存するホストドライバ
ソフトウェアとの間の通信を行う機構として構成されて
いる。ディスクアレイコントローラ１１２には、好まし
くはインテル社の８０１８６であるマイクロプロセッサ
１２２も含まれている。該ローカルプロセッサ１２２
は、ＢＭＩＣ１１８、ＣＰＣ１２０及び転送チャネルコ
ントローラ１２４とに連結されている、コントロール
線、アドレス線、及びデータ線を有している。さらに、
ローカルプロセッサ１２２は、ディスクアレイ中にある
ＲＯＭ１２６及びダイナミックＲＡＭ１２８に連結され
ている。
【００３７】転送チャネルコントラーラ（ＴＣＣ）１２
４は、ディスクシステムにより転送されるデータを格納
するために用いられる静的ＲＡＭ転送バッファ１３０に
アクセスする４つの主ＰＭＡチャネルの動作を制御す
る。ＴＣＣ１２４は、ＤＭＡチャネルを、ＢＭＩＣ１１
８、ＣＰＣ１２０、ローカルプロセッサ１２２、及びデ
ィスクアレイＤＭＡのチャネル１１４に割り当てる。Ｔ
ＣＣ１２４は、４つのチャネルからの要求を受取り、各
チャネルに優先順位レベルを割り当てる。ローカルプロ
セッサ１２２は、最高位の優先順位レベルを有してい
る。ＣＰＣ１２０のチャネルは、第２位の優先順位レベ
ルを有している。ＢＭＩＣＩ１８のチャネルが第３位
の、ディスクアレイＤＭＡのチャネル１１４が最下位の
優先順位レベルを有している。
【００３８】ディスクアレイＤＭＡのチャネル１１４
は、４つのディスクドライブサブチャネルを備える。こ
の４つのディスクドライブサブチャネルは、ディスクア
レイにある８つの異なったディスクアドライブのいずれ
か一つに割り当てられる。この４つのディスクドライブ
サブチャネルは、ディスクアレイＤＭＡチャネル中では
等しい優先順位を有している。上記のサブチャネルは、
ディスクアレイＤＭＡチャネルのソースとなるために等
しく交替される。サブチャネルのひとつは、アクティブ
ＤＭＡ要求がある場合に限り、順番に挿入される。残り
の３つのサブチャネルは、交替中はつねにアクティブ状
態である。
【００３９】ディスクアレイコントラーラ１１２の動作
において、要求は、好ましくはＢＭＩＣ１１８を通して
ディスクアレイコントローラ１１２に提供される。ＢＭ
ＩＣ１１８を通じて要求を受取ったローカルプロセッサ
１２２は、ローカルプロセッサＲＡＭ１２８にデータ構
造をつくる。このデータ構造は、コマンドリストとして
知られ、ディスクアレイに向けられた簡単な読出し又は
書込み要求でもよく、又は、多数の読出し／書込みある
いは診断や環境設定要求を含む、より精緻な要求でもよ
い。コマンドリストは、その後処理のために、ローカル
プロセッサ１２２に提供される。そしてローカルプロセ
ッサ１２２は、データの転送を含むコマンドリストの実
行を管理する。コマンドリストの実行が行われると、ロ
ーカルプロセッサ１２２は、オペレーティングシステム
のデバイスドライバに通知する。コマンドリストの供給
とコマンドリスト完了の通知は、ＢＭＩＣ１１８Ｉ／０
レジスタを用いるプロトコルにより実行される。ディス
クアレイコントローラ１１２への多数の要求を実行可能
にするために、これらＩ／Ｏレジスタは、２つのチャネ
ルに分けられている。すなわち、コマンドリスト提供チ
ャネルとコマンドリスト完了チャネルである。
【００４０】本発明の方法は、ローカルプロセッサ１２
２（図３）に関するアプリケーションタスクとして実行
される。相互入力／出力動作の本来の特性により、ロー
カルプロセッサ１２２の単一バッチタスクとしては、本
発明は実用的ではない。よって、ローカルプロセッサ１
２２は、多数のタスクがローカルプロセッサ１２２によ
りアドレス指定されるようなリアルタイムでマルチタス
クのオペレーティングシステムを利用する。好ましく
は、ローカルプロセッサ１２２のオペレーティングシス
テムは、カダック社（Ｋａｄａｋ Ｐｒｏｄｕｃｔｓ
Ｌｉｍｉｔｅｄ）のＡＭＸ８６マルチタスク実行装置で
ある。ＡＭＸ８６オペレーティングシステムの中核は、
本発明の方法に示すアプリケーソョンに加えて、多くの
システムサービスを備える。本発明のように、コマンド
がディスクアレイコントローラに提供されるというやり
方は、米国特許出願第４３１７３７号〔シュメンク（Ｓ
ｃｈｅｍｎｋ）等、題名「バスマスタコマンドプロトコ
ル」、１９８９年１１月３日出願、本出願人に譲渡〕に
よりさらに理解されるであろう。
【００４１】バックグラウンド表面解析について説明す
る。本発明の方法は、ミラー又はパリティ耐障害技術の
ような技術に当てられたすべてのディスクを含むディス
クアレイ中のすべてのディスクセクタを、ディスクが非
アクティブ状態のときに続けて読出すような一連の読出
し要求を生成するように、ローカルプロセッサ１２２に
指示する方法である。読出し要求の結果は、読出しが成
功したかどうかを判定するために、ローカルプロセッサ
１２２によりチェックされる。成功でなければ、本発明
では、ディスクコントローラにエラーを通知する。
【００４２】再スタートは、以下のようにして実行され
る。図４は、パワーオフ後のようにコンピュータシステ
ムがリセットされた後にアクティブとなる再スタートタ
スク６５０のフローチャートである。再スタートタスク
６５０の動作は、ローカルプロセッサ１２２がＡＭＸシ
ステムユーティリティを用いてワンショットタイマタス
クを生成するステップ６５１から始まる。制御は、ステ
ップ６５２に進み、広域ＲＩＳ情報が現ディスクにある
かどうかをローカルプロセッサ１２２が判定する。広域
ＲＩＳ情報は、アレイ中のすべてのディスクについて、
ヘッド、シリンダ、セクタ、トラック当りのセクタなど
の数や他の情報を含んでおり、ディスクアレイを記述す
るものである。これは、このような情報が記憶されてコ
ンピュータシステムのセットアップで初期化されるディ
スク上の予備ディスクセクタのための広域ＲＩＳ（予備
情報セクタ）として知られる。ステップ６５１におい
て、広域ＲＩＳ情報が無いと判定されると、制御はステ
ップ６５４に移り、再スタートタスク６５０はストップ
し、バックグラウンド表面解析は行われない。広域ＲＩ
Ｓ情報があれば、ステップ６５６に移行し、プロセッサ
１２２が初期化タスク６００（図６）を呼出して、リセ
ットコードを「真」にセットする。初期化タスク６００
においては、プロセッサ１２２は、チェックすべきドラ
イブの数、並びに、ヘッド、トラック及びシリンダのド
ライブあたりの数やトラックあたりのセクタの数である
個々のディスクパラメータ等の、スタートパラメータを
決定する。
【００４３】初期化タスク６００から戻ると、プロセッ
サ１２２の制御はステップ６５８に進み、、現在の広域
ＲＩＳが初期（リリース）値よりも大きいかどうかをプ
ロセッサ１２２がチェックする。これは、ディスクアレ
イコントローラが本発明を含むように環境設定されたか
どうかを判定することによって行われる。ＲＩＳが本発
明を含む初期値よりも小さければ、タイマタスク（図
８）に用いられる標準遅延パラメータ（ｄｅｆａｕｌｔ
ｄｅｌａｙ ｐａｒａｍｅｔｅｒ ）が広域ＲＩＳに加
えられ、少なくともＲＩＳ初期値は更新される。タイマ
遅延は、広域ＲＩＳを新しいタイマ遅延期間で更新する
コマンドを発するために、ユーザにより選択的にホスト
プロセッサ２０においてセットされてもよい。これは、
本明細書中に述べられていないプログラムにより実行さ
れる。好ましくは、タイマ遅延は１５秒である。ステッ
プ６５８において、現ＲＩＳが初期値よりも小さいと判
定されれば、制御はステップ６６０に移り、広域ＲＩＳ
が更新されてタイマ遅延値が標準値にセットされる。そ
の後、制御はステップ６６２に移る。ステップ６５８で
現ＲＩＳが初期値よりも小さくないと判定されれば、制
御はステップ６６２に移り、初期化タスク６００で判定
されたように、アレイ中の耐障害（故障許容）ドライブ
の数がゼロより大きいかをプロセッサ１２２が判定す
る。ゼロより大きくなければ、プロセッサ１２２の制御
は、ステップ６６４に移ってこのタスクが終了する。ゼ
ロより大きければ、制御はステップ６６６に移行し、本
発明において実際の表面解析のスタート又は再スタート
の前の遅延目的に用いられるワンショットタイマを初期
化する。その後、制御はステップ６６８において、タス
クの実行を終了する。
【００４４】表面解析について説明する。図５は、ディ
スクアレイ中のすべてのディスクセクタへの読出し要求
を生成するローカルプロセッサ１２２において実行され
る、本発明に含まれる表面解析（ＳＵＲＦＡＣＥ＿ＡＮ
ＡＬＹＳＩＳ）タスク５００のフローチャートである。
このタスクは、ステップ５０２において開始され、該ス
テップにおいては、実行すべきネクストアクション変数
（ＮＥＸＴ＿ＡＣＴＩＯＮ）がバックグラウンド読出し
要求を表しているかどうかをプロセッサ１２２が判定す
る。ネクストアクションは、読出し要求を発するために
初期化される。ネクストアクションの値が読出し要求の
発生を表していれば、制御はステップ５０４に移り、ペ
ンディング（ｐｅｎｄｉｎｇ）論理の読出し又は書込み
要求の数がコントローラメモリ１２８中にローカル変数
として記憶される。そして制御は、初期化機能を呼出す
ステップ５０６に移る。ステップ５０２において、ネク
ストアクションが読出し要求の発生でなければ、制御は
ステップ５０６に移る。ステップ５０６では、プロセッ
サ１２２が初期化タスク６００を呼出す。ステップ５０
６で初期化タスク６００が呼出されると、ノンリセット
状態を示すコードがタスク６００に送られる。タスク６
００から戻ると、制御はステップ５０８に移り、ステッ
プ５０６で呼出された初期化タスク６００により決定さ
れたアレイ中の耐障害ドライブの数をプロセッサ１２２
がチェックする。ドライブの数がゼロであれば、制御は
ステップ５１０に移り、プロセッサが現タスクを停止さ
せるに移る。ドライブの数がゼロでなければ、制御はス
テップ５１２に移行し、ネクストアクションに依存する
ように切り替えられる。
【００４５】ネクストアクション変数が読出し要求を発
するようにセットされていれば、制御はステップ５１４
に移る。その後、制御はステップ５１６に移行し、プロ
セッサ１２２が、タスク５００によりアドレス指定され
た現ドライブに、チェックすべきドライブをセットす
る。制御はステップ５１８に移り、ステップ５０６で呼
出された初期化タスク６００から戻ってきたパラメータ
に基づいて、現ドライブがアレイ中の不良ドライブであ
るかをどうかを判定する。現ドライブが不良であれば、
制御はステップ５２０に移り、プロセッサ１２２が、現
ドライブポインタを増分して、アレイ中の次ドライブを
示すようにする。その後、制御はステップ５２２に移
る。ステップ５１８で現ドライブが不良でないと判定さ
れれば、制御はステップ５２２に移る。ステップ５２２
では、ローカルプロセッサ１２２は、読出し要求から得
られた結果のデータ及び状態コードを返送するために、
転送バッファにＲＡＭメモリ１２８を割り当てる。
【００４６】次いで、制御はステップ５２４に移り、読
出し要求転送バッファに割り当てるに十分なＲＡＭメモ
リ１２８があるかどうかをプロセッサ１２２がテストす
る。十分な容量がメモリ１２８がなければ、制御はステ
ップ５２６に移り、タイマタスク６８０が表面解析タス
ク５００を再開させるまで、待機する。タイマタスク６
８０が表面解析タスク５００を再開させた後、制御はス
テップ５２８に移る。十分な容量がメモリ１２８にない
という状態は、ディスクコントローラ１１２が多数のＩ
／Ｏ転送を実行しようと試みたときに起こる。つまり、
メモリ１２８の不足はアレイコントローラ１１２がビジ
ーのときに起こる。
【００４７】ステップ５２４において十分な容量がメモ
リ１２８にあると判定されると、制御はステップ５２８
に移り、プロセッサ１２２が、現ドライブ、現ヘッド及
び現シリンダへの論理読出し要求を生成する。ハードデ
ィスクにおいては、トラックは単一回転ディスクメディ
ア上で半径位置に関連づけられている。トラック自身
は、トラックの半径位置を表す多数のディスクセクタを
備える。トラック情報あたりのセクタは、ディスクアレ
イ中の各ディスクの広域ＲＩＳ情報中に記憶される。殆
どのハードディスクメディアは、同軸の多数のディスク
を備えている。よって、各ディスク上の同じトラック位
置は、シリンダとして参照される。ドライブ要求が特定
のヘッド、シリンダ及びディスクに対して出されたと
き、ディスク情報及びシリンダ情報は特定され、トラッ
ク情報は特定のディスクと関連したヘッドにより特定さ
れる。本発明では、読出し要求は、特定トラック上のす
べてのセクタを読出すためのものである。
【００４８】制御は次にステップ５３０に移り、表面解
析タスク５００が、コントローラ１１２により行われべ
き現在の読出し要求を待ち行列化する。読出し要求の発
生及びこの要求のスケジューリングについては、米国特
許出願第４３１，７３７号に詳細に開示されている。プ
ロセッサ１２２の制御はステップ５３２に移り、ネクス
トアクション変数が読出し要求の結果をチェックするよ
うにセットされ、そして読出し要求が完了するまで処理
を停止する。読出し要求が完了すると、実行が再開さ
れ、制御はステップ５１２に移る。
【００４９】ステップ５１２において、タスク５００に
よって取るべきネクストアクションが、読出し要求の結
果をチェックするものでると判定されれば、制御はステ
ップ５３４及び５３６に移る。ステップ５３６では、プ
ロセッサ１２２は、転送バッファを読み出して、ディス
クセクタ障害を示すエラーコードが読出し要求により戻
されたかどうか判定する。読出し要求がエラーコードを
戻していれば、制御はステップ５３８に移る。読出し要
求中のトラック中のいずれか一つのセクタに障害が生じ
ている場合、読出し要求は返送されるエラーコードを有
することになる。ステップ５３８では、タスク５００は
コントローラにディスク障害を通知する。障害通知は、
ディスクコントローラ１１２によりローカルに行われる
か、又は、オペレータあるいはオペレーティングシステ
ムが適宜の訂正を実行できるようにするために、ＢＭＩ
Ｃ１１８を通してホストシステムに送られてもよい。ロ
ーカル的に行われる訂正処理の手段は、同じディスク上
の新しいセクタへ障害セクタを自動的に再マッピングす
ることである。この手段は１９９０年７月２０日に米国
において出願（本出願人に譲渡）された「Ａｕｔｏｍａ
ｔｉｃ ｈａｒｄ ｄｉｓｃ ｂａｄ ｓｅｃｔｏｒ ｒｅ
ｍａｐｐｉｎｇ」に開示されている。しかし、障害ディ
スクセクタに含まれるデータのマニュアル調停及び再生
成のような訂正方法が取られることもある。プロセッサ
１２２の制御はステップ５４０に移る。
【００５０】ステップ５３６において、読出し要求がエ
ラーコードを戻さなかったと判定されると、制御はステ
ップ５４０に移り、プロセッサ１２２が現在の読出し要
求をディスクコントローラ１１２の待ち行列から移動さ
せる。これは、読出し要求に割り当てられたメモリ１２
８を割り当て解除にするために必要である。読出し要求
が待ち行列から排除されない場合は、ローカルメモリ１
２８は割り当て解除にならず、終了した読出し要求、新
しい要求及び転送されるデータで、該メモリは直ちに満
杯になってしまう。制御はステップ５４２に移り、プロ
セッサ１２２が、ドライブ要求からのリターン情報に割
り当てられたメモリ１２８を割り当て解除する。制御は
ステップ５４４に移り、プロセッサ１２２が新しい読出
し要求を発するためにネクストアクション変数をセット
する。
【００５１】すべてのディスクメモリロケーソョンを読
み出すために、本発明では、次に適用されるヘッド、シ
リンダ及びドライブをインクリメントし、全てのディス
クセクタをシーケンシャルに読み出す。制御はステップ
５４６に移行し、プロセッサ１２２は、次のヘッドへの
インクリメントが、現在チェックされているドライブ
（現ドライブ）のヘッドの最大数を超えるかどうかを判
定する。現ドライブのヘッドの最大数を超えないと判定
されれば、制御はステップ５４８に移り、現ドライブに
おける次のヘッドにインクリメントする。その後、制御
はステップ５６４に移る。
【００５２】ステップ５４６において現ヘッドが現ドラ
イブのための最後の有効ヘッドであると判定されると、
制御はステップ５５０に移り、現ヘッドポインタを次の
ドライブの最初のヘッドにセットする。制御はステップ
５５２に移り、現シリンダがドライブの最後のシリンダ
であるかをプロセッサ１２２が判定する。最後のシリン
ダでなければ、制御はステップ５５４に移り、現ドライ
ブの次のシリンダに現シリンダポインタをインクリメン
ト２４する。その後、制御はステップ５６４に移る。ス
テップ５５２において現シリンダが最後の有効シリンダ
であると判定されると、制御はステップ５５６に移り、
現シリンダを次のドライブの最初のシリンダとする。そ
して、制御はステップ５５８において、現ドライブがそ
のアレイ中の最後の有効ドライブであるかどうかを判定
する。当該アレイ中の最後の有効ドライブであれば、制
御は５６０に移り、現ドライブをアレイ中の最初のドラ
イブに等しくセットする。ステップ５５８において現ド
ライブがアレイ中の最後のドライブでないと判定される
と、制御はステップ５６２に移行して、アレイ中の次の
ドライブにインクリメントする。
【００５３】このようにして、表面解析タスク５００
は、読出し要求をあるアレイ中の１つのドライブの１つ
のシリンダのすべてのヘッドに対して行い、そして該ア
レイのすべてのドライブに拡張するものである。制御は
ステップ５６４に移り、ペンディングディスクＩ／Ｏタ
スクがあるかどうかを判定するために、ビジータスク７
００（図９）を呼出す。その後、制御は、ビジータスク
７００が真コードを返送するかどうかを判定するステッ
プ５６６に移る。真コードが返送されれば、制御はステ
ップ５７０に移り、すべてのドライブ要求が完了した後
で表面解析タスク５００の再開前に所定の時間だけ待機
し、タイマタスク６８０により再開させられるまで、処
理を停止する。再開の後、制御はステップ５１２に戻
る。
【００５４】ステップ５６６においてビジーコードが偽
であると判定されれば、制御はステップ５６８に移り、
ローカル変数をチェックして、ペンディングＩ／Ｏ要求
の数が現在のペンディングＩ／Ｏ要求の数に等しいかど
うかを判定する。等しければ、新しいペンディングＩ／
Ｏタスクはひとつも受取っていないことになり、制御は
ステップ５１２に移る。等しくなければ、表面解析タス
ク５００は、少なくともひとつの新しいタスクが、未だ
動作していないディスクアレイコントローラ１１２によ
り受取られたと判断し、制御はステップ５７０に移っ
て、表面解析タスク５００は、タイマタスク６８０によ
り再開されるまで、非アクティブ化される。
【００５５】このようにして、、表面解析タスク５００
はループ処理を継続し、バックグラウンドモードのディ
スクアレイ中のすべてのセクタを続々にチェックする。
ディスクアレイがＩ／要求を実行していれば、表面解析
タスク５００は所定の時間だけ非アクティブ状態にな
る。
【００５６】次に、初期化について説明する。図６は、
表面解析タスク５００による読出し要求の生成のための
初期パラメータをセットするのに用いられる初期化タス
ク６００のフローチャートである。初期化タスク６００
は、ステップ６０２において開始されて、アレイ中のす
べてのディスクについてのヘッド、シリンダ、セクタ、
トラック当たりのセクタ及び他の情報等のパラメータを
含んでいる、ディスクアレイを記述する情報があるかど
うかを、プロセッサ１２２が判定する。これは、上述の
ような情報が格納されかつコンピュータシステムのセッ
トアップで初期化されるディスク上の予備ディスクセク
タに関する広域ＲＩＳ（ｒｅｓｅｒｖｅｄ ｉｎｆｏｒ
ｍａｔｉｏｎ ｓｅｃｔｏｒｓ）として知られる。情報
がなければ、制御はステップ６０４に移り、タスクが停
止する。広域ＲＩＳがあれば、制御はステップ６０６に
移り、再スタートタスク６５０によりセットされるリセ
ットコードがあるかどうかをプロセッサ１２２が判定す
る。リセットコードがあれば、ステップ６０８におい
て、すべてのパラメータをアレイ中の最初のヘッド、最
初のシリング及び最初のディスクにセットする。その
後、制御はステップ６１０に移る。ステップ６０６で、
初期化タスク６００が表面解析タスク５００により呼出
されたときのように、リセットコードがひとつもセット
されていないと判定されれば、制御は、プロセッサ１２
２がディスクカウンタを初期化するステップ６１０に移
る。制御はステップ６１２に移り、現論理ボリュームを
現ディスクがメンバーであるボリュームにセットする。
その後、制御はステップ６１４に移る。
【００５７】ステップ６１４では、現ユニットがアレイ
の有効論理ユニットであるか、さらに、現ユニットが耐
障害技術を含む論理ユニットの一部であるかが、ローカ
ルプロセッサ１２２により判定される。論理ユニット
は、ユニットに関連した耐障害ディスクだけでなくデー
タディスクをも識別することは、明らかであろう。ステ
ップ６１４において真であると判定すると、制御はステ
ップ６１６へ移り、プロセッサ１２２は、読出し数、シ
リンダ数、ディスク数などのすべての変数を、広域ＲＩ
Ｓ中に記憶されるディスクパラメータとして初期化す
る。制御はステップ６１８に移り、現シリンダが使用さ
れたことのないドライブを示すシリンダゼロにセットさ
れるか、又は、リセットコードが真であるかをプロセッ
サ１２２がテストする。もしどちらかの条件が真であれ
ば、制御はステップ６２０に移行して、現シリンダをシ
リンダ１にセットする。その後、制御はステップ６２２
に移る。
【００５８】ステップ６１８において両方の条件が偽で
あれば、プロセッサ１２２の制御はステップ６２２に移
り、有効な耐障害ドライブのカウントがインクリメント
される。そして制御はステップ６２６に移る。ステップ
６１４において現ユニットが有効論理ユニットでなく又
は現ユニットが耐障害としてセットされていないと判定
されると、制御はステップ６２４に移り、現論理ユニッ
トに障害が生じている結果として現ドライブが故障であ
ることを示すように、ドライブパラメータがセットされ
る。そして制御はステップ６２６に移る。ステップ６２
６では、プロセッサ１２２が、アレイ中に別の付加的ド
ライブがあるかどうかを判定する。付加的ドライブがあ
れば、プロセッサ１２２の制御は次のドライブにインク
リメントするステップ６３０に移り、さらに制御はステ
ップ６１４に移る。アレイ中に他のドライブがなけれ
ば、制御はステップ６２８に移り、呼出しタスクに戻
る。
【００５９】スケジューリング動作は、以下の通りであ
る。図７は、ディスクアレイに送られるプロセス論理要
求に用いられる手続きの部分を示す。これらの部分は、
本発明のタイマタスク６８０の動作を管理するために用
いられる。好ましくはこれらの手続きは、ローカルプロ
セッサ１２２に関するディスクアレイのためのスケジュ
ーリングタスクの必須の部分である。しかし、これらの
タスクは、本発明におけるタイミングイベントの管理と
は独立の機能として実行される。
【００６０】図７のＡでは、ステップ８００で、ローカ
ルプロセッサ１２２が論理要求を受け取る。制御はステ
ップ８０２に移り、現在の論理要求カウントがゼロに等
しいか、又は、再スタートタスク６５０などで初期化さ
れるタイマが稼働しているかを、ローカルプロセッサ１
２２が判定する。両方の条件が真であれば、制御はステ
ップ８０４に移り、ローカルプロセッサ１２２が、ＡＭ
Ｘオペレーティングシステムの制御のもとで動作するワ
ンショットタイマタスクを停止してクリアする。その
後、制御は、論理要求カウントをインクリメントするス
テップ８０６に移る。このようにして、ローカルプロセ
ッサ１２２が論理要求を受け取ると、ワンショットタイ
マタスクは停止し、本発明は非アクティブ状態になる。
その後、制御は、要求が受け取られたときに必要となる
ステップに移る。
【００６１】図７のＢでは、コードの部分が論理要求の
完了を示す。ステップ８１０では、ローカルプロセッサ
１２２が、論理要求の完了によって論理要求カウントを
デクリメントする。そして制御はステップ８１２に移
り、論理要求カウントがゼロに等しくかつ現論理ユニッ
トがミラー又はパリティのどちらかの耐障害モードにセ
ットされているかどうか、さらに、ワンショットタイマ
タスクがストップしているかを、ローカルプロセッサ１
２２が判定する。これらすべての条件が真であれば、制
御はステップ８１４に移り、ローカルプロセッサ１２２
が、ワンショットタイマタスクを広域ＲＩＳに示されて
いる時間にリセットし、タイマを動作させる。ワンショ
ットクスクが完了すると、タイマタスク６８０が呼び出
される。ワンショットタスクの完了前に他の要求が受け
取られると、ローカルプロセッサ１２２は、図７のＡで
述べらたようなワンショットタイマの停止及びクリアを
実行するタスクに入る。よって、本発明では、すべての
ペンディング動作の完了により、ワンショットタイマタ
スクのリセット及びスタートが生じる。ワンショットタ
イマタスクが完了すると、タイマタスク６８０自体が呼
び出される。
【００６２】タイマタスクについて詳細に説明する。図
８は、タイマタスク６８０のフローチャートである。該
タスクは、ワンショットタイマタスクの完了に続いて開
始され、ステップ６８４において、ディスクコントロー
ラ１１２がＩ／Ｏ動作を実行しているかを判定するため
に、ビジータスク７００がローカルプロセッサ１２２に
より呼び出される。ビジータスク７００から戻ると、ス
テップ６８６において、ディスクコントローラ１１２が
実際にビジーであるかをプロセッサ１２２が判定する。
ビジーコードが真であれば、制御はステップ６９２に進
んで、タイマタスク６８０が停止される。ビジーコード
が偽であれば、制御はステップ６８８に進んで、プロセ
ッサ１２２が表面解析タスク５００を再開させる。そし
て、制御はタイマタスク６８０が停止するステップ６９
０に移る。
【００６３】ビジータスクについて説明する。図９は、
ディスクアレイが再生成と呼ばれるＩ／Ｏ動作の特定タ
イプを実行しているかどうかを判定するために、本発明
に用いられるビジータスク７００のフローチャートであ
る。このタスクの動作は、広域ＲＩＳパラメータが不良
すなわちディスク障害を示す「ヌル」即ち０にセットさ
れるかをローカルプロセッサ１２２が判定するステップ
７０２から始まる。ヌルにセットされていると、制御は
ステップ７０６に移る。ステップ７０２で広域ＲＩＳパ
ラメータがあると判定されると、制御はステップ７０４
に移り、現ボリュームが現在データ再生成されているか
をプロセッサ１２２がテストする。好ましくは、ドライ
ブが置き換わったとき、又はドライブのデータが再生成
されたときに、広域ＲＩＳ構造に示されるのがよい。こ
のような場合、再生成されているドライブに対する読出
し要求を指示することは勧められない。
【００６４】ステップ７０４においてドライブが再生成
されていると判定されると、制御はステップ７０６に移
る。ステップ７０６では、ビジーコードが真にセットさ
れ、制御はステップ７１０に移る。ステップ７０４で現
ボリュームが再生成されていないと判定されると、制御
は、ビジーコードを偽にセットするステップ７０８に移
る。その後、制御はステップ７１０に移り、ディスクア
レイ中に別の論理ボリュームがあるかを判定する。ディ
スクアレイ中に別のボリュームがあれば、制御はステッ
プ７１２に移り、次の論理ボリュームにインクリメント
する。その後、制御はステップ７０２に戻り、すべての
論理ボリュームがチェックされるまで、ビジータスク７
００が続けられる。アレイ中に別の論理ボリュームがな
ければ、制御はステップ７１０からステップ７１４に進
み、ローカルプロセッサ１２２の制御を呼び出しタスク
に戻す。
【００６５】以上説明したように、本発明に係る、パリ
ティ及びミラー耐障害技術のためのドライブを含むディ
スクドライブアレイ中のすべてのドライブに向けられた
バックグラウンド読出し要求を発生し、かつそれを実行
する方法は、ディスクアレイの信頼性を増大させること
がわかる。ミラー又はパリティディスクの障害は、実際
にデータの再生成が要求される前に、ルーチン的に検出
される。よって、ディスクは置き換えられる、すなわ
ち、障害があるセクタはディスク上の有効なセクタに再
マッピングされる。
【００６６】以上の説明は、本発明を説明するためのも
のであって大きさ、形、材料、部品、回路、結線などは
数々の変更が可能であり、このような変更は本発明の精
神に基づいてなされる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の一実施例であるコンピュータシステム
の一部分を示すブロック図である。
【図２】本発明の一実施例であるコンピュータシステム
の他の部分を示すブロック図である。
【図３】本発明に用いられるインテリジェントなディス
クアレイコントローラ環境のブロック図である。
【図４】本発明に係る、コンピュータシステムのリセッ
ト状態に続いて、ディスクアレイに向けられる読出し要
求の生成を示すフローチャートである。
【図５】本発明に係る、ディスクアレイ中のすべてのセ
クタへ読出し要求を生成する方法のフローチャートであ
る。
【図６】本発明に係る、ディスクアレイへの読出し要求
を生成する前にディスクアレイパラメータを初期化する
方法のフローチャートである。
【図７】本発明に係る、論理読出し及び書込み要求のス
ケジューリングのためのタスクの部分を示すフローチャ
ートである。
【図８】本発明に係る、ディスクアレイ非アクティブの
所定時間後に、読出し要求の生成をアクティブ化させる
方法のフローチャートである。
【図９】本発明に係る、ディスクアレイシステムが、読
出し又は書込み動作をしているか、あるいは、ビジーで
あるかを判定する方法のフローチャートである。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (73)特許権者 591030868 20555 Ｓｔａｔｅ Ｈｉｇｈｗａｙ 249，Ｈｏｕｓｔｏｎ，Ｔｅｘａｓ 77070，Ｕｎｉｔｅｄ Ｓｔａｔｅｓ ｏｆ Ａｍｅｒｉｃａ (72)発明者 スティーブン・エム・シュルツ アメリカ合衆国テキサス州77070ヒュー ストン＃1726ブレトンリッジ13555 (56)参考文献 特開 昭58−182775（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−98760（ＪＰ，Ａ) 実開 平２−6349（ＪＰ，Ｕ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 3/06 304 G06F 11/10 330

Claims (8)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 コンピュータシステムに用いられる、耐
    障害機能を有するインテリジェントな大容量記憶ディス
    クアレイサブシステムにおけるディスクアレイのディス
    クドライブに関するディスクセクタ解析を実行するため
    のディスクセクタ解析方法であって、該ディスクアレイ
    サブシステムが、ディスクドライブ及びディスクアレイ
    のパラメータ、並びにディスクドライブ及びディスクア
    レイに関連する状態情報を有している、ディスクセクタ
    解析方法において、 （ａ）記憶されたディスクアレイ及びディスクドライブ
    のパラメータ及び状態情報に基づいて、ディスクアレイ
    中の各ディスクドライブを初期化するための初期化ルー
    チンを実行するステップと、 （ｂ）ディスクアレイがディスク動作を実行中であるか
    どうかを判定し、ディスク動作が実行されていないこと
    を判定するまで、この判定動作を反復するステップと、 （ｃ）ディスク動作が実行されていないことが検出され
    たとき、該ディスクドライブの現ディスクメモリロケー
    ションで、該ディスクドライブの各ディスクセクタに関
    して、読み出しを開始するステップと、 （ｄ）読み出し動作の結果をチェックして、読み出し動
    作に障害が生じたかどうかを判定し、障害が生じている
    場合に、対応するディスクセクタについてディスク媒体
    障害を指示するステップと、 （ｅ）ディスクアレイ中の現ディスクドライブの障害解
    析が完了してから所定時間後に次のディスクドライブに
    インクリメントし、該ディスクアレイ中に存在する全て
    のディスクドライブの全てのディスクセクタの解析が完
    了するまで、ステップ（ｂ）〜（ｄ）を反復的に実行す
    るステップと、 （ｆ）ディスクドライブの読み出し及びチェック動作中
    に生じる外部からのディスク動作コマンドを受け取って
    保持し、該ディスクドライブの読み出し及びチェック動
    作が終了後に外部からのディスク動作コマンドを実行す
    るステップとを含んでいることを特徴とするディスクセ
    クタ解析方法。
  2. 【請求項２】 請求項１記載のディスクセクタ解析方法
    において、ステップ（ａ）はさらに、コンピュータシス
    テムがリセットされているかどうかを判断し、リセット
    されている場合に、ディスクアレイ中の所定のディスク
    メモリロケーションを現ディスクメモリロケーションと
    して設定するステップを含んでいることを特徴とするデ
    ィスクセクタ解析方法。
  3. 【請求項３】 請求項１又は２記載のディスクセクタ解
    析方法において、ディスクアレイ及びディスクドライブ
    のパラメータは、チェックすべきディスクドライブの
    数、１ディスクドライブ当たりのヘッド、トラック、及
    びシリンダの数、並びに１トラック当たりのディスクセ
    クタの数を含んでいることを特徴とするディスクセクタ
    解析方法。
  4. 【請求項４】 請求項１〜３いずれかに記載のディスク
    セクタ解析方法において、ステップ（ｂ）はさらに、現
    ディスクメモリロケーションが存在するディスクが現在
    読み出し中であるかどうかを判定するステップを含んで
    いることを特徴とするディスクセクタ解析方法。
  5. 【請求項５】 請求項１〜４いずれかに記載のディスク
    セクタ解析方法において、ステップ（ａ）は、ディスク
    ドライブ及びディスクアレイのパラメータを、ディスク
    の予備ディスクメモリロケーションから読み出すことを
    特徴とするディスクセクタ解析方法。
  6. 【請求項６】 ディスクドライブサブシステムを備えた
    ディスクアレイを有するコンピュータシステムにおい
    て、 ディスクアレイ及びディスクドライブのパラメータ及び
    状態情報に基づいて、初期化ルーチンを実行する初期化
    手段（２０）と、 ディスクアレイにおいてディスク動作が実行中であるか
    どうかを判定する判定手段（２０）と、 ディスク動作が実行中の場合、所定時間後に初期化手段
    をトリガする手段であって、ディスク動作が実行されな
    くなるまで初期化手段及び判定手段が反復的にそれぞれ
    の動作を実行するようにした、トリガ手段（２０）と、 ディスクドライブのディスクセクタに対応する現ディス
    クメモリロケーションにおいて、ディスク動作が実行さ
    れていないと判定された後に、読み出し動作を実行する
    読み出し実行手段（１２２）と、 読み出し動作の結果をチェックすることにより読み出し
    動作に障害が生じたかどうかを判定し、障害が生じたと
    判定した場合に、ディスクドライブの現ディスクセクタ
    に関するディスク媒体障害の指示を出力するチェック手
    段（１２２）と、 読み出し及びチェック中のディスクドライブにおける他
    のディスクセクタの次のディスクメモリロケーションに
    インクリメントするインクリメント手段（２０）と、 ディスク動作の判定手段、読み出し実行手段、チェック
    手段、及びインクリメント手段を、そのディスクドライ
    ブのすべてのディスクセクタのチェックが終了するま
    で、連続的に動作させる連続動作管理手段（２０，１２
    ２）と、 読み出し及びチェックを行ったディスクドライブの次の
    ディスクドライブにインクリメントし、かつ、ディスク
    動作の判定手段、読み出し実行手段、チェック手段、イ
    ンクリメント手段、及び連続動作管理手段を、該ディス
    クアレイの全てのディスクドライブの全てのディスクセ
    クタのチェックが終了するまで、連続的に動作させる手
    段（２０，１２２）と、 インクリメント手段の動作を遅延させて、所定の遅延時
    間後に、次のディスクドライブのディスクセクタのチェ
    ックを開始させるタイマ手段と読み出し動作手段、チェ
    ック手段、インクリメント手段の動作中に、外部からの
    ディスク動作コマンドを受け取って保持する保持手段
    （１２８）と、 連続動作管理手段が現ディスクドライブのすべてのディ
    スクセクタをチェックするための動作が完了したとき、
    保持手段に保持された外部からのディスク動作コマンド
    を実行する手段と、 を備えていることを特徴とするコンピュータシステム。
  7. 【請求項７】 請求項６記載のコンピュータシステムに
    おいて、該システムはさらに、ディスクドライブ及びデ
    ィスクアレイのパラメータ及び状態情報を決定して記憶
    する決定及び記憶手段（１２２）を備えていることを特
    徴とするコンピュータシステム。
  8. 【請求項８】 請求項７記載のコンピュータシステムに
    おいて、決定及び記憶手段は、チェックすべきディスク
    ドライブの数、１ドライブ当たりのヘッド、トラック及
    びシリンダの数、並びに、１トラック当たりのディスク
    セクタの数からなるパラメータを読み取る手段（１２
    ２）を備えていることを特徴とするコンピュータシステ
    ム。
JP20485691A 1990-07-20 1991-07-20 ディスクセクタ解析方法 Expired - Lifetime JP3151008B2 (ja)

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