JP3185437B2

JP3185437B2 - ディスク処理装置

Info

Publication number: JP3185437B2
Application number: JP00564793A
Authority: JP
Inventors: 仁角田
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1992-01-23
Filing date: 1993-01-18
Publication date: 2001-07-09
Anticipated expiration: 2016-07-09
Also published as: JPH05265661A

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、複数のディスク装置に
データを分散して記憶するディスク処理装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】図１３は、従来のディスク処理装置の一
例の構成図である。

【０００３】このディスク処理装置５０１は、ディスク
コントローラ５２と、１台のディスク装置５６とからな
り、ＣＰＵ１に接続されている。

【０００４】ディスク装置５６は、１台の実ドライブ７
を有している。

【０００５】書き込みを例に説明する。

【０００６】ＣＰＵ１は、ホストバスＨＢを介して、デ
ィスクコントローラ５２に書込データを送る。ディスク
コントローラ５２からディスク装置５６内の実ドライブ
７へはＳＣＳＩインターフェースにおける処理方法で処
理される。

【０００７】データの読出しの際は、上記処理を逆に繰
り返し、ディスク装置５６から、ＣＰＵ１へ読出データ
を送り出す。

【０００８】上記ディスク処理装置５０１では、実ドラ
イブ７が持つローカルバッファ７ｂの容量の単位で何回
もデータを書込み／読出しするため、非常に時間がかか
る。そこで、従来、図１４に示すようなディスク処理装
置６０１が提案されている。D.Patterson,G.Gibson,and
R.H.Kartz;A Case for Redundant Arrays of Inexpens
ive Disks(RAID),in ACM SIGMOD Conference,Chicago,I
L,(June1988)ではデータを分割して並列に処理を行うデ
ィスクアレイ（Ｌｅｖｅｌ３）とデータを分散して、独
立に扱うディスクアレイ（Ｌｅｖｅｌ５）について、そ
の性能および信頼性の検討結果が報告されている。

【０００９】このディスク処理装置６０１は、ディスク
アレイ構成を取っており、ディスクコントローラ６２
と、２台のディスク装置５６（１），５６（２）とから
なり、ＣＰＵ１に接続されている。

【００１０】ディスク装置５６（１），５６（２）は、
ディスクコントローラ６２にそれぞれＳＣＳＩバスＳＢ
を介して並列に接続されている。また、ディスク装置５
６（１），５６（２）は、それぞれ１台の実ドライブ７
（１），７（２）を有している。

【００１１】ＣＰＵ１は、ホストバスＨＢを介して、デ
ィスクコントローラ６２に書込データを送る。

【００１２】ディスクコントローラ６２は、受け取った
書込データをバッファＣｂに保持する。そして、バッフ
ァＣｂのデータをローカルバッファ７（１）ｂ，７
（２）ｂの容量に分割し、ローカルバッファ７（１）ｂ
の容量の分割したデータをディスク装置５６（１）に送
り、ローカルバッファ７（２）ｂの容量の分割したデー
タをディスク装置５６（２）に送る。各データを各ディ
スク装置５６（１），５６（２）に送る処理は、図１３
のディスク処理装置５０１における処理と同様である。

【００１３】データの読出しの際は、上記処理を逆に行
う。すなわち、各ディスク装置５６（１），５６（２）
からデータをそれぞれ読み出し、ディスクコントローラ
１７で各データを結合して読出データとし、ＣＰＵ１へ
送る。

【００１４】上記ディスク処理装置６０１では、データ
をローカルバッファ７（１）ｂまたは７（２）ｂの容量
の大きさの複数のデータブロックに分割して並行にディ
スク装置５６（１），５６（２）に書込み／読出しする
ため、図１３のディスク処理装置５０１の１／２の時間
で済む。

【００１５】他の公知技術として、同一のデータを複数
のドライブに並行して書き込む。いわゆる、多重ディス
ク装置がある。例えば通常のデータ読み出し時には、両
方のドライブの内、早く読み出し可能になったものから
データを読み出すので、単一のドライブから読み出す場
合より早く読み出すことができる。

【００１６】

【発明が解決しようとする課題】図１３のディスク処理
装置５０１は、構成が簡単であるが、先に述べたように
処理するデータ量が大きい場合、そのデータをローカル
バッファ７ｂの大きさのデータブロックに分割してそれ
らを順次処理するため、データを書込み／読出しするの
に時間がかかる問題点がある。

【００１７】一方、図１４のディスク処理装置６０１
は、データを書込み／読出しする時間が短くて済むが、
ディスク装置の並列数だけＳＣＳＩバスＳＢを必要と
し、構成が複雑になる問題点がある。

【００１８】また上記多重処理装置では、複数のドライ
ブが非同期に回転されているため、２つのドライブの回
転符号時間がほとんど同じであるということが起こり、
この場合、二つのドライブを使用してもデータ読み出し
開始までの時間は余り早くならない。

【００１９】そこで、本発明の第１の目的は、構成が比
較的簡単で、且つ、データの書込み／読出し時間が比較
的短くて済むディスク処理装置を提供することにある。

【００２０】また、本発明の第２の目的は、データの読
出し時間を短縮することが出来る多重処理ディスク装置
を提供することにある。

【００２１】

【課題を解決するための手段】本願発明による第１のデ
ィスク処理装置では、複数のディスク装置は１本の共通
バスによりディスク制御装置に接続され、そのディスク
制御装置は、外部から入力された書込データを分割して
得られる複数のデータブロックを、前記複数のディスク
装置に前記共通バスを使用して順次送り出す手段を有
し、各ディスク装置は、そこに送られたデータブロック
を保持するバッファと、実ドライブと、そのデータブロ
ックの次のデータブロックが該共通バスを介して他のデ
ィスク装置に転送されるのに並行して、その保持された
データブロックを実ドライブに書き込む手段とを有す
る。

【００２２】本願発明による第２のディスク処理装置で
は、複数のディスク装置は複数のグループにグループ分
けされ、各グループのディスク装置はそれぞれ１本の共
通バスによりディスク制御装置に接続され、そのディス
ク制御装置は、各グループに対して前述のデータ転送を
並列に行う。

【００２３】本願発明による第３のディスク処理装置で
は、互いに同期して回転される第１ディスクと第２ディ
スクと、第１ディスクに対するデータ書込位置と第２デ
ィスクに対するデータ書込位置とを１／２回転分ずらせ
る手段と、第１ディスクと第２ディスクとについてデー
タをサーチし先にデータを読み出し可能となったディス
クからデータを読み出す手段とを具備する。

【００２４】本願発明による第４のディスク処理装置で
は、互いに同期して回転される第１ディスクと第２ディ
スクと、第１ディスクと第２ディスクの互いに同じデー
タ書込位置にデータを書き込む手段と、第１ディスクに
対するデータ読出位置より第２ディスクに対するデータ
読出位置を１／２回転分ずらせてデータをサーチし先に
データが読み出し可能となったディスクからデータを読
み出す読出制御手段とを具備する。

【００２５】

【作用】本願発明による第１または第２のディスク処理
装置では、１本の共通バスに複数のディスク装置を接続
するから、構成が簡単である。また、各ディスク装置に
バッファを備えディスクへのアクセスを一つのディスク
装置が行っているのとオーバラップさせて他のディスク
装置のバッファに共通バスを介してデータ転送を行うの
で、無駄な待機時間が少なくなり、全体としてのデータ
の書込み／読出し時間を短縮することが出来る。

【００２６】本願発明による第３または第４のディスク
処理装置では、読出しに用いるヘッドから観たとき、第
１ディスクと第２ディスクとで同一データの書込位置が
１／２回転ずれている。このため、最大１／２回転時間
だけ待つと、第１ディスクまたは第２ディスクのいずれ
かでデータの先頭を検出できる。そこで、平均読出時間
を１／４回転時間に短縮できる。

【００２７】

【実施例】以下、図に示す実施例により本発明をさらに
詳細に説明する。なお、これにより本発明が限定される
ものではない。

【００２８】（第１実施例）図１は、本発明の第１実施
例によるディスク処理装置１０１の全体構成図である。

【００２９】このディスク処理装置１０１は、ディスク
コントローラ２と、２台のディスク装置５６（１），５
６（２）とからなり、ＣＰＵ１に接続されている。

【００３０】ディスクコントローラ２は、上位インタフ
ェースコントローラ３と，システム全体を制御するマイ
クロプロセッサＭＰとキャッシュメモリ４と，下位イン
タフェースコントローラ５とを収容している。

【００３１】上位インタフェースコントローラ３内のチ
ャネルインターフェース回路（ＣＨＩＦ）９は、ＣＰＵ
１とディスクコントローラ２間のチャネルパス８のイン
タフェースを制御する。データ制御回路（ＤＣＣ）１０
はディスクコントローラ２内のデータ転送制御を行な
い、チャネル側のキャッシュアダプタ回路（ＣＡｄ
ｐ）１１はキャッシュメモリ４とＣＰＵ１との間のデー
タの出し入れを制御する。

【００３２】キャッシュメモリ４は、データを一時的に
記憶するバッファＣｂとキャッシュメモリ４内のデータ
を管理する制御回路（図示せず）からなる。バッファＣ
ｂの内部の適当な領域にアドレス変換用のテーブル２０
（図２）が格納されている。

【００３３】下位インタフェースコントローラ５はディ
スク装置側のキャッシュアダプタ回路（ＣＡｄｐ）１
２と、ディスクコントローラ２とディスク装置５６
（１），５６（２）との間のＳＣＳＩバスＳＢのインタ
フェースを制御するディスク装置インターフェース回路
（ＤｒｉｖｅＩＦ）１３により構成される。

【００３４】ディスク装置５６（１），５６（２）は、
ディスクコントローラ２に１本のＳＣＳＩバスＳＢによ
り接続されている。また、本実施例ではディスク装置５
６（１），５６（２）は、それぞれ１台の実ドライブ７
（１），７（２）とドライブコントロール８（１），８
（２）を有している。

【００３５】各ドライブコントロール８（１）又は８
（２）は、バッファ７（１）ｂまたは７（２）ｂとドラ
イブインタフェース７（１）ｃまたは７（２）C、これ
らを制御するマイクロプロセッサ７（１）ａまたは７
（２）ａとよりなる。本実施例は、スカジーバスＳＢを
時分割に切り換えて使用する所に特徴がある。

【００３６】次に、データ書込み処理の手順を説明す
る。処理手順は基本的とは先に述べたＳＣＳＩの処理手
順に従うものとする。ＳＣＳＩインターフェースにおけ
る処理方法の詳細についてはＡＮＳＩ，Ｘ３．１３１−
１９８６ＳｍａｌｌＣｏｍｐｕｔｅｒＳｙｓｔｅ
ｍＩｎｔｅｒｆａｃｅ（ＳＣＳＩ）（ＡＮＳＩ，１９
８６）に詳細に開示されている。

【００３７】ＣＰＵ１は、ホストバスＨＢを介して、デ
ィスクコントローラ２に、書込み要求と書込み先のアド
レスとしてボリュームＮｏとボリューム内アドレスとを
送り、これとともに書込データを送る。現在ＣＰＵ１に
指定する一つのボリューム番号のディスク装置は、本実
施例では二つのディスク装置５６（１），（２）により
実現されるため、ＣＰＵが指定するボリューム番号およ
びボリューム内アドレスは、論理ボリューム番号および
論理アドレスとして処理される。アドレス変換用テーブ
ル２０は、ＣＰＵ１が指定するこれらのアドレス情報を
実ボリューム番号および実ボリューム内アドレスに変換
するためのものである。なお、本実施例では、簡単化の
ために、ＣＰＵ１が書き込む又は読み出すデータは一定
長と仮定する。勿論、本発明は、固定長の任意の整数倍
の長さのデータあるいは任意の可変長のデータを処理す
る場合にも適用可能である。

【００３８】ＭＰ１００の指示により、ＣＰＵ１から転
送されてきたこれらの情報をチャネルインタフェース回
路９はプロトコル変換を行ない、ホストバスＨＢでの転
送速度からディスクコントローラ２内での処理速度に速
度調整してデータ制御回路（ＤＣＣ）１０に送る。デー
タ制御回路１０は、これらの情報の内、要求とアドレス
とをＭＰ１００に送る。ＭＰ１００はＣＰＵ１より発行
された要求が読みだし要求か書き込み要求かを解読す
る。ＭＰ１００はさらに、アドレス変換テーブル２０に
よりＣＰＵ１が指定したアドレス（論理ボリュームＮ
ｏ．，論理アドレス）を実アドレスに変換する。すなわ
ち、ＣＰＵ１から送られてきた論理ボリュームＮｏ．と
論理アドレスを、実際にデータが格納されているディス
ク装置の装置アドレスである実ボリュームＮｏ．と、実
際にデータが格納されている実ドライブ内位置を示すド
ライブ内アドレスに変換する。

【００３９】より具体的には、アドレス変換テーブル２
０は、図２に示すように、メインテーブル２０ａとサブ
テーブル２０ｂとからなる。メインテーブル２０ａは、
論理ボリュームＮｏ．と論理アドレスとの組みをアドレ
ステーブルポインタに変換するためのテーブルである。
各アドレステーブルポインタは、実ボリュームＮｏ．と
サブ論理アドレスとからなる。サブテーブル２０ａは、
アドレステーブルポインタをドライブ内アドレスに変換
するための表である。

【００４０】本実施例では、ＣＰＵが指定した書き込み
データは４つのデータブロックａ，ｂ，ｃ，ｄに分割さ
れて２つのドライブ５６（１），５６（２）に書き込ま
れるようになっている。

【００４１】したがって、ＣＰＵ１が指定した論理ボリ
ュームＮｏ．と論理アドレスとの一つ組に対して４つの
アドレステーブルポインタがメインテーブル２０ａに格
納され、かつ、それぞれのアドレステーブルポインタが
交互に異なる実ドライブＮｏ．を含むようになってい
る。各アドレステーブルポインタ内のサブ論理アドレス
は、ドライブ内アドレスを識別するのに用いる論理アド
レスであり、４つのブロックａ,ｂ,ｃ,ｄに対して順次
大きさが変わる、例えば、順次大きくなるアドレスから
なり、かつ、それらの値は、同一の実ドライブ内で一意
に定められる。

【００４２】サブテーブル２０ｂは、各アドレステーブ
ルポインタ（すなわち、論理アドレスの組）に対して、
ドライブ内アドレスを保持するとともに、そのデータが
キャッシュメモリ４内に保持されているときには、キャ
ッシュ内アドレスを保持するようになっている。

【００４３】以上に述べたアドレス変換テーブル２０内
の情報の格納は、ＣＰＵ１から同一名称のデータの書き
込み要求が最初にあったときになされる。すなわち、そ
の際には、ＭＰ１００により、その要求で要求された容
量の１／４の大きさの４つの領域を、ドライブ７
（１），７（２）の空き領域からそれぞれ二つづつ選択
し、このテーブル２０に、その４つの空き領域に関して
図２に示すいろいろの情報を登録する。

【００４４】以下の説明では、現在処理中の書き込み要
求は、最初の書き込み要求ではなく、この書き込み要求
が対象とする領域はすでにドライブ７（１），７（２）
に確保されているものと仮定する。

【００４５】なお、本実施例ではディスクコントローラ
２内においてサブ論理アドレスをＤｒｉｖｅ内アドレス
に変換しているが、この変換をディスク装置の内で行な
うことも可能である。

【００４６】一方、ＣＰＵ１からの書き込みデータは、
キャッシュアダプタ１１に転送され、その回路によりキ
ャッシュメモリ４内のバッファＣｂに格納される。この
時、アドレス変換用テーブル２０内にキャッシュ内アド
レスを登録する。この結果、キャッシュメモリ４内に溜
めているデータに対しその後更新要求が発行された場合
は、アドレス変換テーブル２０のキャッシュ内アドレス
に従いキャッシュメモリ４内のデータを書き替えること
が可能になる。

【００４７】この様にキャッシュメモリ４にデータを格
納したのをＭＰ１００が確認したら、ＭＰ１００は書込
み処理の完了報告をＣＰＵ１に対し報告する。

【００４８】次に、ＭＰ１００は、ＣＰＵ１が指定した
データを分割して得られる４ブロックの内、ディスク装
置５６（１）へ書き込まれるべき最初のデータブロック
ａをバッファＣｂから取り出し、ＳＣＳＩバスＳＢにデ
ィスク装置５６（１）をコネクトし、データブロックａ
とそれに割りあてられたアドレステーブルポインタ（今
の例ではＰＶｏｌ＃１とＰＡＤＬ１．１）からなる識別
子と書き込み要求とドライブ内アドレスとを下位インタ
フェースコントローラ５のドライブインタフェース回路
１３からディスク装置５６（１）に送る。ドライブイン
タフェース回路１３はディスク装置５６（１）へのデー
タブロックａの転送終了後、ＳＣＳＩバスＳＢからディ
スク装置５６（１）をディスコネクトする。

【００４９】次に、ＭＰ１００は同様にして、ディスク
装置５６（２）へ書き込まれるべき最初のデータブロッ
クｂをバッファＣｂから取り出し、ＳＣＳＩバスＳＢに
ディスク装置５６（２）をコネクトし、次の識別子（今
の例ではＰＶｏｌ＃２，ＰＡＤＬ１．２）と、データブ
ロックｂとドライブ内アドレスと書き込み要求とを下位
インタフェースコントローラ５のドライブインタフェー
ス回路１３からディスク装置５６（２）に送る。ドライ
ブインタフェース回路１３はディスク装置５６（２）へ
のデータブロックｂの転送終了後ＳＣＳＩバスＳＢから
ディスク装置５６（２）をディスコネクトする。

【００５０】この間ディスク装置５６（１）では、ドラ
イブインタフェース７（１）ｃにより、すでに送られて
きたデータブロックａと識別子とドライブ内アドレスと
を受信し、ＭＰ７（１）ａによりローカルバッファ７
（１）ｂに保持する。そして、ＭＰ７（１）ａは、ロー
カルバッファ７（１）ｂからこのデータブロックと識別
子をこのドライブ内アドレスが示すドライブ７（１）内
位置に書き込む。こうして、データブロックｂの転送と
並行してデータブロックａがドライブ７（１）に書き込
まれる。ドライブコントローラ７（１）ｃは、ローカル
バッファ７（１）ｂが空になると、その旨をディスクコ
ントローラ２に通知し、次のデータブロックの転送を要
求する。一方、ディスク装置５６（２）は、データブロ
ックａのドライブへの書き込みと並行してデータブロッ
クａの場合と同様にして送られてきたデータブロックｂ
を識別子をローカルバッファ７（２）ｂに保持した後デ
ィスクに書き込む。以下、同様にして、次のデータブロ
ックｃとｄがそれぞれディスク装置５６（１）、（２）
に書き込まれる。

【００５１】このように、本実施例では、２つのディス
ク装置５６（１）、５６（２）に交互にバスＳＢを介し
てデータブロックが転送される。

【００５２】図３は以上の書込み処理を示したものであ
る。本実施例では、スカジーバスＳＢを切り替えて使用
するが、一つのデータブロックの転送に要する時間がそ
のデータブロックをドライブに書き込む時間に比べて少
ない。従って、実質的に、二つのディスク装置５６
（１）、（２）が並列に動作している状態に近くなる。
この結果、本実施例での書き込みのための所要時間は、
図１４のディスク処理装置６０１の場合よりややかかる
程度であり、比較的短時間である。

【００５３】次に、図４，図５を参照してデータ読出し
処理の手順を説明する。

【００５４】ＣＰＵ１は、チャネルパス８を介して、デ
ィスクコントローラ２に、読出し要求と読出し先の論理
ボリュームＮｏ．と論理アドレスとを送る。

【００５５】ＭＰ１００が読み出し要求のコマンドを認
識すると、ＭＰ１００はキャッシュメモリ４内のバッフ
ァＣｂに格納されているアドレス変換用テーブル２０を
参照して当該データのアドレス変換を行ない、さらにそ
のアドレスキャッシュメモリ４内に存在するかどうかを
キャッシュ内アドレスを調べ、判定する。

【００５６】キャッシュヒット時はＭＰ１００はアドレ
ス変換用テーブル２０によりＣＰＵ１から指定してきた
アドレス（当該ボリュームＮｏ．と論理アドレス）をキ
ャッシュメモリ４のキャッシュ内アドレスに変換し、キ
ャッシュメモリ４へ当該データを構成する４つのデータ
ブロックを読み出しに行く。具体的にはＭＰ１００の指
示のもとでキャッシュアダプタ回路（ＣＡｄｐ）１１
によりキャッシュメモリ４からこれらのデータブロック
は読み出される。キャッシュアダプタ回路１１により読
み出されたデータはデータ制御回路（ＤＣＣ）１０の制
御によりチャネルインターフェース回路（ＣＨＩＦ）
９に転送される。チャネルインタフェース回路９ではＣ
ＰＵ１におけるチャネルインターフェースのプロトコル
に変換し、チャネルインターフェースに対応する速度に
速度調整する。チャネルインタフェース回路９における
プロトコル変換および速度調整後は、チャネルパス８に
よりＣＰＵ１へデータ転送を行なう。

【００５７】一方、キャッシュミス時はＭＰ１００はド
ライブインタフェース回路１３に対し、ディスク装置へ
の読み出し要求を発行するように指示する。ドライブイ
ンタフェース回路１３ではＳＣＳＩの読みだし処理手順
に従って、読みだしコマンドをＳＢを介して発行する。

【００５８】ディスクコントローラ２は、書き込みと同
様にＭＰ１００によりキャッシュメモリ４内のアドレス
変換用テーブル２０からＣＰＵ１により指定された論理
ボリュームＮｏ．と論理アドレスから要求されたデータ
を構成する４つのデータブロックに対するアドレスポイ
ンタを決定し、決定された４つのアドレスポインタに対
応するＤｒｉｖｅ内アドレスを決定する。こうして、要
求されたデータに対する４つのデータブロックに対して
実ボリュームＮｏ．とドライブ内アドレスを決定する。
これら４つのデータブロックは、アドレステーブルポイ
ンタに含まれるサブ論理アドレスの大きさの逆順に以下
のようにして読み出される。

【００５９】次に、ＭＰ１００の指示によりドライブイ
ンタフェース回路１３は、ＳＣＳＩバスＳＢに最初のデ
ータブロックａに対する実ポリュームＮｏ．が割り当て
られているディスク装置例えば５６（１）をコネクト
し、読出指令とドライブ内アドレスとをディスク装置５
６（１）へ送り、ＳＣＳＩバスＳＢからディスク装置５
６（１）をディスコネクトする。

【００６０】ドライブインタフェース回路１３から読み
出しコマンドを発行されたディスク装置５６（１）にお
いては、ＭＰ７（１）ａの制御下で送られてきたドライ
ブ内アドレスへのシーク、回転待ちのアクセス処理を行
なう。

【００６１】このアクセス処理と並行して、ＭＰ１００
は、次のデータブロックｂの読み出しを同様の手順で指
示する。

【００６２】一方、ディスク装置５６（１）ではＭＰ７
（１）ａの制御のもとで、送られてきたドライブ内アド
レスの位置から送られてきた識別子と同じ識別子の付い
たデータブロックａを読み出してローカルバッファ７
（１）ｂに保持する。そして、実ドライブ７（１）はＳ
ＣＳＩバスＳＢにコネクトし、識別子と共にデータブロ
ックａをＳＢを介してドライブインタフェース回路１３
へ転送する。ドライブインタフェース回路１３では転送
されてきた識別子の付いたデータブロックａの中でデー
タブロックａのみをドライブ側キャッシュアダプタ回路
（ＣＡｄｐ）１２に転送し、キャッシュアダプタ回路
１２ではキャッシュメモリ４内のＣｂにデータブロック
ａを格納し、識別子はＭＰ１００へ転送し、ＳＣＳＩバ
スＳＢからディスコネクトする。データブロックａの読
み出しと転送に並行して、ディスク装置５６（２）は、
データブロックｂの読み出しを、同様にして行い、デー
タブロックａの転送後にバスＳを用いてこのデータブロ
ックｂを転送する。以下、同様にして、データブロック
ｃ、ｄをそれぞれディスク装置５６（１）、（２）から
読み出す。

【００６３】ＭＰ１００は、データブロックａ，ｂ，
ｃ，ｄをそれぞれに付された識別子内のサブ論理アドレ
スの大きさの逆順に連結して読出データを構成し、その
読出データを上位インタフェースコントローラ３により
ＣＰＵ１へ送出する。

【００６４】以上によりデータ読出し処理を終了する。
そのときの動作は図４に示すとおりである。この場合
も、データの書き込みの場合と同じく所要時間は、図１
４のディスク処理装置６０１の場合よりややかかる程度
であり、比較的短時間である。

【００６５】かくして上記ディスク処理装置１０１によ
れば、データの書込み／読出し時間が比較的短くて済
み、且つ、ＳＣＳＩバスＳＢが共通であるから、構成が
簡単になる。

【００６６】なお、ＣＰＵ１から見れば論理ディスク装
置に対してデータの書込み／読出しを行っているだけな
ので、ＣＰＵ１の構成（ＯＳ）は一般的な構成でよい。

【００６７】また、上記第１実施例では、２台のディス
ク装置５６（１），５６（２）を用いたが、３台以上で
も同様である。

【００６８】（第２実施例）図５は、本発明の第２実施
例によるディスク処理装置２０１の全体構成図である。

【００６９】このディスク処理装置２０１は、第１実施
例におけるディスク装置５６（１）、５６（２）に代え
て、並列ディスク装置６６（１）、６６（２）を具備し
ている。

【００７０】並列ディスク装置６６（１）は、共有バッ
ファ７ドライブコントローラ８（１）と、それにスカジ
バスＳＢ１，ＳＢ２により並列に接続された２台のディ
スク装置５６(1，1)、５６(1，2)を有している。それぞ
れのディスク装置はドライブ７(1，1)又は７(1，2)とバ
ッファつきドライブコントローラ８(1，1)又は８(1，2)
からなる。

【００７１】並列ディスク装置６６（２）についても同
様である。

【００７２】共有バッファドライブコントローラ８
（１）は図５に示すように、並列ディスク装置６６
（１）の制御を行なうマイクロプロセッサ１６と共有バ
ッファメモリ１４とサブドライブインタフェース１５に
より構成される。このサブドライブインタフェース１５
はディスクコントローラ２内のドライブインタフェース
１３（図１）と共有バッファメモリ１４間のデータ転送
制御と、共有バッファメモリ１４と並列ディスク装置６
６内のディスク装置５６(1，1)５６(1，2)この間のデー
タ制御を行なう。各ディスク装置５６(1，1)又は５６
(1，2)の構造は図１のそれらと同じであり、ドライブコ
ントローラ８(1，1)又は８(1，2)とドライブ７(1，1)又
は７(1，2)からなる。ドライブコントローラ８(1，1)又
は８(1，2)の構造は図１のドライブコントローラ８
（１）と同じであり、その内部にバッファメモリを有す
る。並列ディスク装置６６（２）の構造も同様である。

【００７３】このディスク処理装置２０１では、並列デ
ィスク装置６６（１）、６６（２）がディスクコントロ
ーラ２に対して仮想ドライブとして働く。

【００７４】ディスクコントローラ２は、実施例１のそ
れと同じ構造を有する。

【００７５】この実施例では、アドレス変換テーブル２
０に含まれるメインテーブル２０ａは、図７に示すよう
に、ＣＰＵ１から指定された論理ボリューム番号と論理
アドレスの組みに対してアクセスすべきデータを構成す
る４つのデータブロックａ〜ｄに割り当てられた４つの
アドレステーブルポインタを決定するのは、実施例１と
同じであるが、２つのデータブロックａとｂの組みと、
ｃとｄの組みとに対して、仮想ボリューム番号として、
それぞれ並列ディスク装置６６（１）、６６(7)の番号
を決定する点で実施例１のものと異なる。サブテーブル
２０ｂはこのメインテーブル２０ａとサブテーブル２０
ｂは、ディスクコントローラ２内のキャッシュメモリ
（図示せず）に保持されている点は実施例１の場合と同
じであるが、サブテーブル２０ｂはさらにそのコピーが
ドライブコントローラ８（１）、８（２）内のバッファ
１４内に保持されている点が実施例１と異なる。

【００７６】本実施例では、ドライバコントローラ８
（１），８（２）内の共有バッファ１４は、図１のロー
カルバッファ７（１）ｂ、７（２）ｂの２倍の容量を持
っていて、実施例１における２つのデータブロックを保
持するようになっている。したがって、データブロック
ａ，ｂを合せたデータブロックＡと、データブロック
ｃ，ｄを合せたデータブロックＢとが共通のＳＣＳＩバ
スＳＢを介してそれぞれディスクコントローラと並列デ
ィスク装置６６（１），６６（２）間で転送されるよう
になっている。

【００７７】さて、本実施例における書き込み動作を実
施例１と異なる点を中心に説明する。ディスクコントロ
ーラ２は、ＣＰＵ１から書き込み要求を受けとったと
き、メインテーブル２０ａを用いて、書き込むべきデー
タを構成する４つのデータブロックａ，ｂ，ｃ，ｄに対
してＣＰＵ１から送られてきた論理ボリュームＮｏ．と
論理アドレスから二つの仮想ボリュームＮｏ．（実際は
並列ディスク装置６６（１），６６（２）の番号)を決
定する。その後、最初の仮想ボリューム番号ＶＶ０＃１
を用いてデータブロックａとｂからなるデータブロック
Ａを並列ディスク装置６６（１）に転送し、続いて、第
２の仮想ボリューム番号ＶＶ０＃２を用いてデータブロ
ックｃとｄからなるデータブロックｂを並列ディスク装
置６６（２）へスカジーバスＳＢを介して転送する。デ
ータブロックＡの転送時には、データブロックａ、ｂに
割り当てられたアドレステーブルポインタも識別子とし
て転送する。

【００７８】並列ディスク装置６６（１）では、ドライ
ブコントローラ８（１）が転送されたデータブロックＡ
を共有バッファ１４に保持するマイクロプロセッサ１６
が共有バッファ１４にあるサブテーブル２０ｂにより、
データブロックＡとともに送られてきたデータブロック
ａ、ｂに対するアドレステーブルポインタこれは（実ボ
リュームＮｏ．とサブ論理アドレスからなる）から実際
にデータブロックａ、ｂが格納されている実ドライブ内
におけるアドレスであるドライブ内アドレスを決定す
る。

【００７９】この後のＭＰ１６はサブドライブインタフ
ェース１５に対し実ドライブ７（１、１）、７（１、
２）へデータブロックａ，ｂの書き込み処理を行なうよ
うに指示する。この際、データブロックAに付された識
別子とデータブロックａまたはｂに対して決定されたド
ライブ内アドレスを、データブロックａまたはｂに付し
て転送する。この結果このインタフェース１５は、デー
タブロックａ，ｂをそれぞれスカジーバスＳＢ１，ＳＢ
２を介して並列にドライブコントローラ８（１、１）、
８（１、２）に転送する。これらのコントローラはそれ
ぞれデータブロックａ，ｂをその内部にあるバッファ図
示せず）に保持した後、ドライブ７（１、１）７（１、
２）に書き込む。こうして、ドライブコントローラ８
（１）に転送されたデータブロックａ，ｂは、実ドライ
ブ７（１、１）、７（１、２）に対し並列に書き込まれ
る。また、並列ディスク装置６６(２)においてもデータ
ブロックＢについて、並列ディスク装置６６(１)と同様
に処理を行なう、実ドライブ７（２、１）、７（２、
２）に対しデータブロックｃ，ｄを並列に同時に書き込
む。

【００８０】なお、これらのデータブロックａ〜ｄの書
き込み時には、それぞれのデータブロックに対して割り
当てられた、アドレステーブルポインタが識別子として
それぞれのデータブロックと一緒に書き込まれる。

【００８１】この時の実ドライブへのデータブロックの
書き込み方法は、実施例１におけるディスクコントロー
ラ２のディスク装置への書き込みと同じである。本実施
例では、データブロックＡとＢの転送は順次共通のバス
ＳＢを介して行なわれるが、データブロックａ，ｂ，
ｃ，ｄは、それぞれ並列に実ドライブに書き込まれる。
しかもデータブロックＡ，Ｂの転送時間はいずれのデー
タブロックａ，ｂ，ｃ又はｄの，ドライブへの書き込み
時間より速いので、結局、本実施例では、データブロッ
クａ〜ｄのドライブへの書き込みのための所要時間は実
施例１に比べて約１／２で済む。

【００８２】なお、このように書き込まれデータブロッ
クａ〜ｄの読出し処理時は、書き込みとは逆に並列ディ
スク装置６６（１）では、ドライブコントローラ８
（１）が実ドライブ７(1,1)，７(1,2)からデータブロッ
クａ，ｂを並列に読み出し、それぞれのデータブロック
ａ，ｂに付随する識別子を元にドライブコントローラ８
（１）でこれらを結合してデータブロックＡとし、ディ
スクコントローラ２のキャッシュメモリ４のバッファＣ
ｂへ転送する。このとき、それぞれのデータブロック
ａ,ｂに付された識別子をこのデータブロックAの識別子
として使用する。

【００８３】並列ディスク装置６６（２）でも同様デー
タブロックＢを、ディスクコントローラ２のキャッシュ
メモリ４のバッファＣｂへ格納する。

【００８４】ディスクコントローラ２は、送られてきた
からデータブロックＡ，Ｂをそれぞれ付された識別子を
元に連結し、読みだしデータを構成し、その読みだしデ
ータを上位インターフェースコントローラ３によりＣＰ
Ｕ１へ送る。

【００８５】かくして上記ディスク処理装置２０１によ
れば、データの書込み／読出し時間が比較的短くて済
み、且つ、ＳＣＳＩバスＳＢが共通であるから、構成が
簡単になる。また、大きなバッファ容量の仮想ドライブ
をＳＣＳＩバスＳＢに接続したことになるから、ＳＣＳ
Ｉバスに対する仮想ドライブのコネクト／ディスコネク
ト回数を減少させることが出来る。

【００８６】なお、上記第２実施例では、並列ディスク
装置は２台の実ドライブを持つとしたが、３台以上の実
ドライブを持つ場合も同様である。

【００８７】（第３実施例）図８は、本発明の第３実施
例によるディスク処理装置３０１の全体構成図である。
図において、図１又は図５と同じ参照番号は同じものを
さす。

【００８８】このディスク処理装置３０１は、ディスク
コントローラ３２と、４台のディスク装置５６(1,1)，
５６(1,2)，５６(2,1)，５６(2,2)とからなり、ＣＰＵ
１に接続されている。

【００８９】本実施例では、デバイスコントローラ３２
は２つのスカジーバスＳＢ（１），ＳＢ（２）を有し、
２つのディスク装置５６(1,1)，５６(1,2)は、ディスク
コントローラ３２に１本のＳＣＳＩバスＳＢ（１）によ
り接続され、また、他の二つのディスク装置５６(2,
1)，５６(2,2）が、ディスクコントローラ３２にバスＳ
Ｂ（２）により接続されている。

【００９０】本実施例で用いるアドレス変換テーブル２
０は図９に示すものであり、実質的に図２のものと同じ
である。

【００９１】次に、図１０を参照してデータ書込み処理
の手順を説明する。

【００９２】ディスクコントローラ３２はＣＰＵ１から
送られてきた論理ボリュームＮｏ．と論理アドレスから
実施例１の場合と同様にして、書き込みデータを構成す
る４つのデータブロックのそれぞれに対してアドレステ
ーブルポインタドライブアドレスを決定する。本実施例
ではデータブロックａ，ｃ，ｂ，ｄをディスク装置５６
(1,1)，５６(1,2)，５６(2,1)，５６(2,2)に割当てる点
が実施例１と異なる。

【００９３】実施例１と同様な手順でデータブロック
ａ，ｃをそれぞれスカジーバスＳＢ（１）を介してディ
スク装置５６（１、１）、５６（１、２）に順次転送
し、それぞれのデータブロックをドライブ７（１、
１）、７（１、２）に格納させる。これらの処理と並行
してデータブロックｂ，ｄをそれぞれバスＳＢ（２）を
介してディスク装置５６（２、１）、５６（２、２）に
並列に転送し、それぞれのデータブロックを実ドライブ
７（２、１）、７（２、２）に格納させる。

【００９４】読みだし時は書き込みとは逆に、実施例１
と同様な手順で実ドライブ７（１、１）、７（１、２）
からデータブロックａ，ｃをディスクコントローラ３２
へ読みだし、この処理と並行して実ドライブ７（２、
１）、７（２、２）からデータブロックｂ，ｄをディス
クコントローラ３２へ読みだし、データブロックａ，
ｂ，ｃ，ｄをそれぞれに付された識別子に含まれるサブ
論理アドレスの順に連結して読出データを構成し、その
読出データを上位インタフェースコントローラ３により
ＣＰＵ１へ送出する。

【００９５】以上によりデータ書込み処理を終了する
が、所要時間は、４台のディスク装置を４本のＳＣＳＩ
バスにより並列に接続した場合よりややかかる程度であ
り、比較的短時間である。

【００９６】データ読出し処理は、上記データ書出し処
理と逆の手順になる。

【００９７】上記第３実施例によれば、データの書込み
／読出し速度をさらに向上させることが出来る。

【００９８】（第４実施例）図１１は、本発明の第４実
施例による多重記録用のディスク処理装置を示す模式図
である。

【００９９】ここで２枚のディスク８８Ａ，８８Ｂは、
同一のデータを多重に書き込むためのディスクであり同
期して回転している。

【０１００】ディスク８８Ａには、データの書き込みと
読み出しを行う読書きヘッド２１Ａが設置されている。

【０１０１】ディスク８８Ｂには、データの書き込みと
読み出しを行う読書きヘッド２１Ｂが設置されている。

【０１０２】データを書き込む場合、ヘッド２１Ａには
遅延なし書き込みデータが供給されるが、ヘッド２１Ｂ
には半回転遅延回路２８を介してディスクがさらに１／
２回転後に同じ書込データが供給される。このため同一
データの書込み位置は、ディスク８８Ａとディスク８８
Ｂとで１／２回転ずれる。

【０１０３】このデータを読み出す場合、ディスク８８
Ａ内のこのデータの先頭を読書きヘッド２１Ａによりサ
ーチすると同時にディスク８８Ｂの同じデータの先頭を
読書きヘッド２１Ｂによりサーチする。ところが、上記
のように同一データの書込み位置はディスク８８Ａとデ
ィスク８８Ｂとで１／２回転ずれているため、読書きヘ
ッド２１Ａまたは読書きヘッド２１Ｂのいずれか一方が
早くデータの先頭にアクセスする。そこで、先着採用回
路２９は、早くデータの先頭にアクセスしたディスクか
らデータの読み出しを行う。

【０１０４】通常の２重化ディスク処理装置では、半回
転遅延回路２８がなく、かつ、二つのディスクが非同期
で回転しいるため、同一データの書込み位置はディスク
８８Ａとディスク８８Ｂとで一定でない、従ってこれら
のディスクからこのデータを読み出す場合、データの平
均読出時間が１／２回転時間である。

【０１０５】ところが、図１１のディスク処理装置で
は、データの平均読出時間が１／４回転時間に短縮され
る。

【０１０６】なお、ディスク８８Ａ，８８Ｂは、同一の
ディスク装置であってもよいし、別体のディスク装置で
あってもよい。

【０１０７】（第５実施例）図１２は、本発明の第５実
施例による他の多重記録用のディスク処理装置を示す模
式図である。

【０１０８】図において、図１１と同じ参照番号は同じ
ものをさす。

【０１０９】本実施例ではディスク８８Ａには、データ
の書き込みと読み出しを行う読書きヘッド２１Ａが設置
されている。

【０１１０】ディスク８８Ｂには、データの書き込みだ
けを行う書込み専用ヘッド２２Ｂと，読み出しだけを行
う読出し専用ヘッド２３Ｂとが、１／２回転分だけずら
して配置されている。

【０１１１】データを書き込む場合、データを、読書き
ヘッド２１Ａによりディスク８８Ａに書き込むと同時に
書込み専用ヘッド２２Ｂによりディスク８８Ｂに書き込
む。したがって、ディスク８８Ａ，８８Ｂの同一位置に
同一データが書き込まれる。

【０１１２】このデータを読み出す場合、ディスク８８
Ａのデータの先頭を読書きヘッド２１Ａによりサーチす
ると同時にディスク８８Ｂのデータの先頭を読出し専用
ヘッド２３Ｂによりサーチする。ところが、書込み専用
ヘッド２２Ｂと読出し専用ヘッド２３Ｂとが１／２回転
分だけずらして配置されているため、読書きヘッド２１
Ａまたは読出し専用ヘッド２３Ｂのいずれか一方が早く
データの先頭にアクセスする。そこで、先着採用回路２
９は、早くデータの先頭にアクセスしたディスクからデ
ータの読み出しを行う。

【０１１３】かくして、図１２のディスク処理装置で
も、図１１の装置の場合と同様にデータの平均読出時間
が１／４回転時間に短縮される。

【０１１４】

【発明の効果】本発明のディスク処理装置によれば、簡
単な構成でデータの書込み／読出し時間を短縮すること
が出来る。

【０１１５】また、本発明の他のディスク処理装置によ
れば、多重に書き込まれた複数のディスクからデータを
読み出す場合、平均読出時間を１／４回転時間に短縮す
ることが出来る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１実施例によるディスク処理装置の
全体構成図である。

【図２】本発明の第１の実施例で用いるアドレス変換テ
ーブルを示す図である。

【図３】図１のディスク処理装置におけるデータ書込み
処理のタイミング図である。

【図４】図１のディスク処理装置におけるデータ読出し
処理のタイミング図である。

【図５】本発明の第２実施例によるディバイス処理装置
の全体構成図である。

【図６】本発明の第２実施例の共有バッファつきドライ
ブコントローラの構成図である。

【図７】本発明の第２の実施例で用いるアドレス変換テ
ーブルを示す図である。

【図８】本発明の第３実施例によるディスク処理装置の
全体構成図である。

【図９】本発明の第３の実施例で用いるアドレス変換テ
ーブルを示す図である。

【図１０】図８のディスク処理装置におけるデータ書込
み処理のタイミング図である。

【図１１】本発明の第４実施例によるディスク処理装置
の構成図である。

【図１２】本発明の第５実施例によるディスク処理装置
の構成図である。

【図１３】従来のディスク処理装置の全体構成図であ
る。

【図１４】従来の他のディスク処理装置の全体構成図で
ある。

【符号の説明】

８…チャネルパス、９…チャネルインターフェース回
路、１０データ制御回路、１１…チャネル側キャッシュ
アダプタ回路、１２…ディスク装置側キャッシュアダプ
タ回路、１３…ディスク装置インターフェース回路、２
１Ａ…読書きヘッド、２１Ｂ…読書きヘッド、２２Ｂ…
書込み専用ヘッド、２３Ｂ…読込み専用ヘッド。

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】複数のディスク装置グループに分割された
複数のディスク装置と、該複数のディスク装置グループのグループごとに設けら
れ、各ディスク装置グループに属する複数のディスク装
置それぞれと第１のデータ伝送経路によって接続された
転送制御装置と、該転送制御装置と第２のデータ転送経路によって接続さ
れたディスクコントローラを有し、該ディスクコントローラは、外部装置が指定した第１の
情報をディスク装置に関する第２の情報に変換し、該転送制御装置は第２の情報をデータが書き込まれるデ
ィスク装置の実アドレスに変換するディスク処理装置。
【請求項２】上記ディスクコントローラは、外部装置より書き込みを要求されたデータを複数のデー
タブロックに分割する手段を有し、異なるディスク装置に書き込まれる複数のデータブロッ
クが順次転送されるように、該複数のデータブロックを
該ディスク装置に上記第1のデータ転送経路と上記第２
のデータ転送経路を介して転送する手段を有する請求項
１記載のディスク処理装置。
【請求項３】上記第１の情報は論理ボリュームNo.と論
理アドレスで、上記第２の情報はデータの書き込まれる上記ディスク装
置の実ボリュームNo.とサブ論理アドレスである請求項
１記載のディスク処理装置。
【請求項４】上記第２の情報は上記ディスクコントロー
ラから上記転送制御装置にデータを転送するのに用いら
れる仮想ボリュームNo.を含む請求項１記載のディスク
処理装置。
【請求項５】キャッシュメモリを有するディスクコント
ローラと、該ディスクコントローラに接続され、それぞれ第１のバ
ッファを有する複数のディスク装置と、該ディスクコントローラと該複数のディスク装置との間
に接続された第２のバッファとを有するディスクアレイ
システム。