JP3371044B2 - ディスクアレイのための領域割り当て方法およびディスクアレイアクセス方法 - Google Patents
ディスクアレイのための領域割り当て方法およびディスクアレイアクセス方法Info
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- G06F3/0671—In-line storage system
- G06F3/0683—Plurality of storage devices
- G06F3/0689—Disk arrays, e.g. RAID, JBOD
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ディスクアレイに書き
込むべきデータに対して、ディスクアレイ上のデータ格
納領域を割り当てる方法に関する。
込むべきデータに対して、ディスクアレイ上のデータ格
納領域を割り当てる方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】ディスク装置の高性能化の一つの解とし
て、多数のドライブにより構成されるディスクアレイが
考えられている。
て、多数のドライブにより構成されるディスクアレイが
考えられている。
【０００３】D. Patterson, G. Gibson, and R.H.Katz,
"A Case for Redundant Arrays ofInexpensive Disks
(RAID)", ACM SIGMOD Conference (June 1988), PP. 10
9-116（以下、参考文献１と呼ぶ）においては、いろい
ろのディスクアレイをデータ格納方法によりＲＡＩＤレ
ベルにより分類しており、それらの性能および信頼性の
検討結果が報告されている。
"A Case for Redundant Arrays ofInexpensive Disks
(RAID)", ACM SIGMOD Conference (June 1988), PP. 10
9-116（以下、参考文献１と呼ぶ）においては、いろい
ろのディスクアレイをデータ格納方法によりＲＡＩＤレ
ベルにより分類しており、それらの性能および信頼性の
検討結果が報告されている。
【０００４】ディスクアレイはディスク装置を多数のド
ライブで構成するため、部品点数が増加し障害が発生す
る確率が高くなる。このため、データからパリティを作
成し、データ格納用のドライブとは別にパリティ格納用
のドライブにこのパリティを格納している。すなわち、
いずれかのデータ格納用のドライブに障害が発生したと
きに、残りのデータドライブ内のデータおよびこのパリ
ティドライブ内のパリティから、その障害が発生したド
ライブ内のデータを回復している。このようなデータの
回復のためには、パリティの他にも、いろいろの誤り訂
正符号が使用される。しかし、本明細書では、実施例を
含め、簡単化のために、誤り訂正符号の一例として最も
よく使用されているパリティを使用する。以下の説明
は、本実施例を含め、他の誤り訂正符号にも適用でき
る。パリティは、複数のデータの対応するビット毎に排
他的論理和をとって生成される。このように、パリティ
を生成するのに使用する複数のデータおよびそれらから
生成されたパリティの組を、パリティグループという。
また、このようなパリティグループを保持する一群のド
ライブを論理グループとよぶ。図３９に例示するよう
に、各パリティグループは、複数のドライブ＃Ｄ０から
＃Ｄ４内の互いに対応する記憶領域に保持される。
ライブで構成するため、部品点数が増加し障害が発生す
る確率が高くなる。このため、データからパリティを作
成し、データ格納用のドライブとは別にパリティ格納用
のドライブにこのパリティを格納している。すなわち、
いずれかのデータ格納用のドライブに障害が発生したと
きに、残りのデータドライブ内のデータおよびこのパリ
ティドライブ内のパリティから、その障害が発生したド
ライブ内のデータを回復している。このようなデータの
回復のためには、パリティの他にも、いろいろの誤り訂
正符号が使用される。しかし、本明細書では、実施例を
含め、簡単化のために、誤り訂正符号の一例として最も
よく使用されているパリティを使用する。以下の説明
は、本実施例を含め、他の誤り訂正符号にも適用でき
る。パリティは、複数のデータの対応するビット毎に排
他的論理和をとって生成される。このように、パリティ
を生成するのに使用する複数のデータおよびそれらから
生成されたパリティの組を、パリティグループという。
また、このようなパリティグループを保持する一群のド
ライブを論理グループとよぶ。図３９に例示するよう
に、各パリティグループは、複数のドライブ＃Ｄ０から
＃Ｄ４内の互いに対応する記憶領域に保持される。
【０００５】特に、ＲＡＩＤレベル５（以下ＲＡＩＤ
５）のディスクアレイでは、複数のドライブを独立に動
作させる。一般にＲＡＩＤ５では、上位装置（ホスト）
から書き込みデータが与えられた場合、そのデータは、
単独のデータとして一つのドライブに書き込まれる。さ
らに、そのデータが属するパリティグループの新たなパ
リティは、そのパリティグループの全データから生成す
るのではなく、次の簡単な方法により生成される。すな
わち、その書き込みデータが属するパリティグループの
パリティ（旧パリティ）とそのデータで更新されるデー
タ（旧データ）とをディスクアレイから読み出し、この
読み出された旧データと旧パリティと、ホストから与え
られた新書き込みデータとの排他的論理和を取ることに
より新パリティを算出する。図３９を使用して、このパ
リティ生成を具体的に説明する。なお、図で示した番号
＃Ｌ０等は、各ドライブの、ブロック単位のデータ格納
領域（物理ブロックと呼ばれる）に対してディスクアレ
イが定めた論理的なブロック番号である。例えば、論理
ブロック番号＃Ｌ１の物理ブロック（以下、”物理ブロ
ック（＃Ｌ１）”のように表す）に格納されているデー
タブロック（データ＃Ｔ１とする）を更新する場合、旧
データ＃Ｔ１と新データ＃Ｔ１を格納する物理ブロック
（＃Ｌ１）が属するパリティグループの旧パリティＰを
読み出し、この旧パリティＰ、旧データ＃Ｔ１’、と新
データ＃Ｔ１’との排他的論理和をとり、新パリティ
Ｐ’を作成した後、新データ＃Ｔ１’と新パリティＰ’
とでもって旧データ＃Ｔ１、Ｐを書き換える。
５）のディスクアレイでは、複数のドライブを独立に動
作させる。一般にＲＡＩＤ５では、上位装置（ホスト）
から書き込みデータが与えられた場合、そのデータは、
単独のデータとして一つのドライブに書き込まれる。さ
らに、そのデータが属するパリティグループの新たなパ
リティは、そのパリティグループの全データから生成す
るのではなく、次の簡単な方法により生成される。すな
わち、その書き込みデータが属するパリティグループの
パリティ（旧パリティ）とそのデータで更新されるデー
タ（旧データ）とをディスクアレイから読み出し、この
読み出された旧データと旧パリティと、ホストから与え
られた新書き込みデータとの排他的論理和を取ることに
より新パリティを算出する。図３９を使用して、このパ
リティ生成を具体的に説明する。なお、図で示した番号
＃Ｌ０等は、各ドライブの、ブロック単位のデータ格納
領域（物理ブロックと呼ばれる）に対してディスクアレ
イが定めた論理的なブロック番号である。例えば、論理
ブロック番号＃Ｌ１の物理ブロック（以下、”物理ブロ
ック（＃Ｌ１）”のように表す）に格納されているデー
タブロック（データ＃Ｔ１とする）を更新する場合、旧
データ＃Ｔ１と新データ＃Ｔ１を格納する物理ブロック
（＃Ｌ１）が属するパリティグループの旧パリティＰを
読み出し、この旧パリティＰ、旧データ＃Ｔ１’、と新
データ＃Ｔ１’との排他的論理和をとり、新パリティ
Ｐ’を作成した後、新データ＃Ｔ１’と新パリティＰ’
とでもって旧データ＃Ｔ１、Ｐを書き換える。
【０００６】ＲＡＩＤ５のディスクアレイでは、このよ
うなパリティの更新方法を取る結果、データの書き込み
要求を実行するときに、そのデータが属するパリティグ
ループ内のパリティの読み出しと書き込みが必要とな
る。このため、図３９に示すように、パリティ格納ドラ
イブをパリティグループごとに巡回的に変え、それによ
り同一のドライブへのパリティの読み出し／書き込みの
ためのアクセスの集中を避けている。
うなパリティの更新方法を取る結果、データの書き込み
要求を実行するときに、そのデータが属するパリティグ
ループ内のパリティの読み出しと書き込みが必要とな
る。このため、図３９に示すように、パリティ格納ドラ
イブをパリティグループごとに巡回的に変え、それによ
り同一のドライブへのパリティの読み出し／書き込みの
ためのアクセスの集中を避けている。
【０００７】以上から分かるように、ＲＡＩＤ５のディ
スクアレイでは、複数の書き込み要求が要求するデータ
とそれらのデータに対するパリティを格納するドライブ
が重複しない限り、それらの書き込み要求は並列に実行
できる。複数の読み出し要求はそれらが要求するドライ
ブが重複しない限り、並列に実行できる。したがって、
ＲＡＩＤ５のディスクアレイは、高トラフィックのラン
ダムアクセス向きであると言える。通常、応用プログラ
ムはトラフィック性能を求めることが多いため、一般デ
ィスク代替としてはＲＡＩＤ５を用いることが広まって
いる。
スクアレイでは、複数の書き込み要求が要求するデータ
とそれらのデータに対するパリティを格納するドライブ
が重複しない限り、それらの書き込み要求は並列に実行
できる。複数の読み出し要求はそれらが要求するドライ
ブが重複しない限り、並列に実行できる。したがって、
ＲＡＩＤ５のディスクアレイは、高トラフィックのラン
ダムアクセス向きであると言える。通常、応用プログラ
ムはトラフィック性能を求めることが多いため、一般デ
ィスク代替としてはＲＡＩＤ５を用いることが広まって
いる。
【０００８】さて、一般にディスクアレイはホストによ
り以下のように使用されている。
り以下のように使用されている。
【０００９】入出力装置を管理するホストの基本ソフト
であるオペレーティングシステム（ＯＳ）は、入出力装
置に格納するデータを、ファイルという抽象化した概念
でユーザに見せ、ユーザの入出力要求を入出力装置に適
合した形の要求に変換する。ホストからディスク装置に
対する入出力要求において扱うデータの単位はブロック
と呼ばれ、ブロック単位のデータはデータブロックと呼
ばれる。通常、オペレーティングシステムはある一定数
のセクタをまとめてブロックとして管理し、ユーザから
のファイルに対するバイト単位の入出力要求を該当する
バイトを含むブロックの入出力に変換し、実行する。ホ
ストからはディスク装置上のデータ格納領域をブロック
毎（あるいはセクタ毎）にアドレスすることができる。
ディスク装置のデータ格納領域は、このホストが使用す
るブロックのサイズに見合ったサイズの複数の物理ブロ
ックに区分される。一般に物理ブロックはディスク装置
上で隣接する一定数のセクタから成る。これらの物理ブ
ロックに対して論理的なブロック番号（論理ブロック番
号）がディスク装置により予め割り当てられる。
であるオペレーティングシステム（ＯＳ）は、入出力装
置に格納するデータを、ファイルという抽象化した概念
でユーザに見せ、ユーザの入出力要求を入出力装置に適
合した形の要求に変換する。ホストからディスク装置に
対する入出力要求において扱うデータの単位はブロック
と呼ばれ、ブロック単位のデータはデータブロックと呼
ばれる。通常、オペレーティングシステムはある一定数
のセクタをまとめてブロックとして管理し、ユーザから
のファイルに対するバイト単位の入出力要求を該当する
バイトを含むブロックの入出力に変換し、実行する。ホ
ストからはディスク装置上のデータ格納領域をブロック
毎（あるいはセクタ毎）にアドレスすることができる。
ディスク装置のデータ格納領域は、このホストが使用す
るブロックのサイズに見合ったサイズの複数の物理ブロ
ックに区分される。一般に物理ブロックはディスク装置
上で隣接する一定数のセクタから成る。これらの物理ブ
ロックに対して論理的なブロック番号（論理ブロック番
号）がディスク装置により予め割り当てられる。
【００１０】ホストからは、アクセスしたいブロックの
論理ブロック番号を指定することによってディスク装置
上のデータの格納位置を指定する。アレイコントローラ
はホストからの読み出し要求と書き込み要求を保持する
キューを有し、いずれかのドライブが要求受け付け可能
状態ならば、そのキュー内の要求を取り出し、そのドラ
イブに対して発行する。その際、アレイコントローラ
は、ホストが指定した論理ブロック番号を、その番号を
有する物理ブロックのドライブ番号とドライブ内の物理
ブロック番号に変換する。
論理ブロック番号を指定することによってディスク装置
上のデータの格納位置を指定する。アレイコントローラ
はホストからの読み出し要求と書き込み要求を保持する
キューを有し、いずれかのドライブが要求受け付け可能
状態ならば、そのキュー内の要求を取り出し、そのドラ
イブに対して発行する。その際、アレイコントローラ
は、ホストが指定した論理ブロック番号を、その番号を
有する物理ブロックのドライブ番号とドライブ内の物理
ブロック番号に変換する。
【００１１】さて、オペレーティングシステムは、ファ
イルにデータを書き込むときやファイルが増大したとき
にそのファイルに新しい論理ブロックを割り当てる。
「TheDesign and Implementation of the 4.3BSD UNIX
Operating System」（アディソン・ウェスレー社(Addis
on-Wesley Publishing Company)、(1989年)第169ページ
から第221ページ）（以下、参考文献２と呼ぶ）に記載
されている代表的なオペレーティングシステムでは、デ
ータ記憶領域の割り当てが必要になったとき、割り当て
るべき記憶領域の大きさに応じて数の論理ブロックを割
り当てる。
イルにデータを書き込むときやファイルが増大したとき
にそのファイルに新しい論理ブロックを割り当てる。
「TheDesign and Implementation of the 4.3BSD UNIX
Operating System」（アディソン・ウェスレー社(Addis
on-Wesley Publishing Company)、(1989年)第169ページ
から第221ページ）（以下、参考文献２と呼ぶ）に記載
されている代表的なオペレーティングシステムでは、デ
ータ記憶領域の割り当てが必要になったとき、割り当て
るべき記憶領域の大きさに応じて数の論理ブロックを割
り当てる。
【００１２】オペレーティングシステムは未割り当て論
理ブロックを指定する情報を使用して割り当てるべき論
理ブロックを選択する。この情報はリストあるいはビッ
トマップ形式で表される。未割り当て論理ブロックのリ
ストを使用する場合、割り当てるべき論理ブロックをこ
のリストの先頭から順に選択する。このリストは、ディ
スク装置の論理的な初期化のときに基本的には論理ブロ
ック番号順に作成される。一方、ビットマップは、ある
論理ブロックがすでに割り当てられているか否かをフラ
グで示し、このマップに登録された適当な未割り当ての
論理ブロックを順次選択する。この際、割り当てるべき
論理ブロックの選択の方法の代表的なものは、論理的な
ディスク空間をいくつかの論理的なブロックグループに
分け、論理的なブロックグループ毎に設けたビットマッ
プを使用し、関連のないデータ（異なったディレクトリ
やファイル）は、できるかぎり異なった論理的なブロッ
クグループに論理ブロックを割り当てるように、また、
関連するデータ（同じディレクトリやファイル）は、で
きるかぎり同一の論理的なブロックグループ内の隣接し
た論理ブロックに割り当てるように、割り当てるべき論
理ブロックを選択する方法である。
理ブロックを指定する情報を使用して割り当てるべき論
理ブロックを選択する。この情報はリストあるいはビッ
トマップ形式で表される。未割り当て論理ブロックのリ
ストを使用する場合、割り当てるべき論理ブロックをこ
のリストの先頭から順に選択する。このリストは、ディ
スク装置の論理的な初期化のときに基本的には論理ブロ
ック番号順に作成される。一方、ビットマップは、ある
論理ブロックがすでに割り当てられているか否かをフラ
グで示し、このマップに登録された適当な未割り当ての
論理ブロックを順次選択する。この際、割り当てるべき
論理ブロックの選択の方法の代表的なものは、論理的な
ディスク空間をいくつかの論理的なブロックグループに
分け、論理的なブロックグループ毎に設けたビットマッ
プを使用し、関連のないデータ（異なったディレクトリ
やファイル）は、できるかぎり異なった論理的なブロッ
クグループに論理ブロックを割り当てるように、また、
関連するデータ（同じディレクトリやファイル）は、で
きるかぎり同一の論理的なブロックグループ内の隣接し
た論理ブロックに割り当てるように、割り当てるべき論
理ブロックを選択する方法である。
【００１３】このように、連続的に割り当てられた論理
ブロックに対する読み出し／書き込み処理を高速化する
ための技術もある。例えば、「Extent-like Performanc
e from a UNIX File System」USENIX Winter '91, PP.3
3-43(1991年)（以下、参考文献３と呼ぶ）では、同一ド
ライブ上で物理的に連続する論理ブロックを一括して読
み出し／書き込みを行う技術を示している。
ブロックに対する読み出し／書き込み処理を高速化する
ための技術もある。例えば、「Extent-like Performanc
e from a UNIX File System」USENIX Winter '91, PP.3
3-43(1991年)（以下、参考文献３と呼ぶ）では、同一ド
ライブ上で物理的に連続する論理ブロックを一括して読
み出し／書き込みを行う技術を示している。
【００１４】さて、ディスクアレイに対するデータの書
き込みあるいは読み出しを高速化するためにいろいろの
技術が提案されている。例えば、アレイコントローラ内
のキャッシュメモリを設けること（例えば、「ディスク
・アレイ装置、性能向上で分散システムの要に」日経BP
社、日経エレクトロニクス、no.579, PP.92-103(1993.
4.26)（以下、参考文献４と呼ぶ）参照）である。ま
た、物理的に１台のディスクアレイ装置を仮想的に複数
のハードディスク装置に見せ、それぞれの仮想的なハー
ドディスク装置に対して並列に入出力要求を発行させる
ことにより、性能向上を図る技術の例も提案されている
（参考文献４の９１頁参照）。
き込みあるいは読み出しを高速化するためにいろいろの
技術が提案されている。例えば、アレイコントローラ内
のキャッシュメモリを設けること（例えば、「ディスク
・アレイ装置、性能向上で分散システムの要に」日経BP
社、日経エレクトロニクス、no.579, PP.92-103(1993.
4.26)（以下、参考文献４と呼ぶ）参照）である。ま
た、物理的に１台のディスクアレイ装置を仮想的に複数
のハードディスク装置に見せ、それぞれの仮想的なハー
ドディスク装置に対して並列に入出力要求を発行させる
ことにより、性能向上を図る技術の例も提案されている
（参考文献４の９１頁参照）。
【００１５】特に、ＲＡＩＤ５のディスクアレイでは、
上に述べたように、一つのデータ書き込み要求に対し
て、計４回の読み出しまたは書き込みの動作を必要とす
るため、データの書き込みに大きなオーバヘッドがあ
る。このオーバヘッドを低減するためのいろいろの方法
も提案されている。
上に述べたように、一つのデータ書き込み要求に対し
て、計４回の読み出しまたは書き込みの動作を必要とす
るため、データの書き込みに大きなオーバヘッドがあ
る。このオーバヘッドを低減するためのいろいろの方法
も提案されている。
【００１６】例えば、特開平４−２６４９１０号公報
（以下、参考文献５と呼ぶ）では、同一のパリティグル
ープに属する複数の書き込みデータを書き換える場合
に、アクセスするドライブの数が少なくなるように、こ
れらの書き込みをまとめて処理する技術を示している。
（以下、参考文献５と呼ぶ）では、同一のパリティグル
ープに属する複数の書き込みデータを書き換える場合
に、アクセスするドライブの数が少なくなるように、こ
れらの書き込みをまとめて処理する技術を示している。
【００１７】
【発明が解決しようとする課題】以下に説明するよう
に、ＲＡＩＤ５のディスクアレイでは、従来の論理ブロ
ックの割り当て方法に起因して、並列に動作できるドラ
イブの数が制限されるという問題がある。
に、ＲＡＩＤ５のディスクアレイでは、従来の論理ブロ
ックの割り当て方法に起因して、並列に動作できるドラ
イブの数が制限されるという問題がある。
【００１８】通常の応用プログラムにより順次論理ブロ
ックを割り当てるべき複数のファイルブロックには、同
一のファイル内の複数のファイルブロックのごとく、順
序付けられたファイルブロックがある。このようなファ
イルブロックは、一般に順次アクセスされ、シーケンシ
ャル型と呼ぶことがある。
ックを割り当てるべき複数のファイルブロックには、同
一のファイル内の複数のファイルブロックのごとく、順
序付けられたファイルブロックがある。このようなファ
イルブロックは、一般に順次アクセスされ、シーケンシ
ャル型と呼ぶことがある。
【００１９】従来技術で示した参考文献２に記載された
代表的なＯＳでは、すでに説明したように、未割り当て
の論理ブロックのリストあるいはビットマップを使用し
て関連するデータブロックは論理ブロック番号が近接す
るように行なわれる。リストを使用した場合、複数の順
序付けられたファイルブロックには、未割り当ての論理
ブロックが、論理ブロックの番号順に順次割り当てられ
ることになる。一方、ビットマップを使用した場合に
は、このような複数のファイルブロックには、未割り当
ての論理ブロックが、論理ブロックの番号順に近い順に
割り当てられることになる。結局、いずれの方法でも、
順序付けられた複数のファイルブロックに対して、未割
り当ての論理ブロックが論理ブロック番号順に割り当て
られる。
代表的なＯＳでは、すでに説明したように、未割り当て
の論理ブロックのリストあるいはビットマップを使用し
て関連するデータブロックは論理ブロック番号が近接す
るように行なわれる。リストを使用した場合、複数の順
序付けられたファイルブロックには、未割り当ての論理
ブロックが、論理ブロックの番号順に順次割り当てられ
ることになる。一方、ビットマップを使用した場合に
は、このような複数のファイルブロックには、未割り当
ての論理ブロックが、論理ブロックの番号順に近い順に
割り当てられることになる。結局、いずれの方法でも、
順序付けられた複数のファイルブロックに対して、未割
り当ての論理ブロックが論理ブロック番号順に割り当て
られる。
【００２０】通常、ディスクアレイでは、図４０に示す
ように、同一のパリティグループに属するデータを保持
する物理ブロックに順次変化する論理ブロック番号が割
り当てられる。ＲＡＩＤ５のディスクアレイでは、異な
る書き込み要求は、それらの要求が指定する書き込みデ
ータを格納すべきドライブと、そのデータに対するパリ
ティを保持するドライブが互いに異なる場合に並列に実
行できる。この図のように５台のドライブからなるディ
スクアレイでは、最大二つの書き込み要求を並列に実行
可能である。しかるに、前述のように、順序付けられた
複数のファイルブロックに対して、未割り当ての論理ブ
ロックが論理ブロック番号順に割り当てられると、図４
０に示すように、それらの二つの書き込み要求に対し
て、同一のパリティグループに属する相連続する論理ブ
ロック番号を有する二つの物理ブロックが、ＯＳから相
続いて発行される二つの書き込み要求に対して割り当て
られることになる。したがって、これらの書き込み要求
は、それらの実行に必要なパリティを保持するドライブ
に関して衝突し、これらの書き込み要求が並列に実行出
来ない。このため、書き込み要求の実行速度が低下す
る。
ように、同一のパリティグループに属するデータを保持
する物理ブロックに順次変化する論理ブロック番号が割
り当てられる。ＲＡＩＤ５のディスクアレイでは、異な
る書き込み要求は、それらの要求が指定する書き込みデ
ータを格納すべきドライブと、そのデータに対するパリ
ティを保持するドライブが互いに異なる場合に並列に実
行できる。この図のように５台のドライブからなるディ
スクアレイでは、最大二つの書き込み要求を並列に実行
可能である。しかるに、前述のように、順序付けられた
複数のファイルブロックに対して、未割り当ての論理ブ
ロックが論理ブロック番号順に割り当てられると、図４
０に示すように、それらの二つの書き込み要求に対し
て、同一のパリティグループに属する相連続する論理ブ
ロック番号を有する二つの物理ブロックが、ＯＳから相
続いて発行される二つの書き込み要求に対して割り当て
られることになる。したがって、これらの書き込み要求
は、それらの実行に必要なパリティを保持するドライブ
に関して衝突し、これらの書き込み要求が並列に実行出
来ない。このため、書き込み要求の実行速度が低下す
る。
【００２１】プログラム上は順次変化する論理的なアド
レスを有するデータブロック＃Ｔ０〜＃Ｔ３に論理ブロ
ック＃Ｌ０〜＃Ｌ３が割り当てられたとき、その論理ブ
ロックの物理的な配置は図４１のようになる。このよう
に論理ブロック番号＃Ｌ０〜＃Ｌ３の物理ブロックが割
り当てられたとき、これらの物理ブロックが同じパリテ
ィグループに属すため、実際にはこのパリティグループ
のパリティを格納するドライブ＃Ｄ４へ同時にアクセス
が行えないことを示す。結局、これらのデータの書き込
み要求は逐次的に処理されることになり、書き込み要求
の並列処理数は１（ドライブの並列動作数は２）とな
る。
レスを有するデータブロック＃Ｔ０〜＃Ｔ３に論理ブロ
ック＃Ｌ０〜＃Ｌ３が割り当てられたとき、その論理ブ
ロックの物理的な配置は図４１のようになる。このよう
に論理ブロック番号＃Ｌ０〜＃Ｌ３の物理ブロックが割
り当てられたとき、これらの物理ブロックが同じパリテ
ィグループに属すため、実際にはこのパリティグループ
のパリティを格納するドライブ＃Ｄ４へ同時にアクセス
が行えないことを示す。結局、これらのデータの書き込
み要求は逐次的に処理されることになり、書き込み要求
の並列処理数は１（ドライブの並列動作数は２）とな
る。
【００２２】以上の問題は読み出し要求の場合にも生じ
る。複数の読み出し要求は、それらが要求するデータを
保持するドライブが衝突しない限り並列に実行できる。
したがって、最大、ドライブの総数の読み出し要求を並
列に実行できる。しかし、複数のファイルブロックに対
して、順次異なる論理ブロック番号の論理ブロックが割
り当てられた場合、それらのファイルブロックのデータ
を後に読み出す読み出し要求に対して、図４０に示すよ
うに、それらの物理ブロックの最初と最後のものは、同
じドライブに属するために、それらの読み出し要求のう
ち、パリティドライブの数１を引いた数だけの要求が並
列に実行できることになる。
る。複数の読み出し要求は、それらが要求するデータを
保持するドライブが衝突しない限り並列に実行できる。
したがって、最大、ドライブの総数の読み出し要求を並
列に実行できる。しかし、複数のファイルブロックに対
して、順次異なる論理ブロック番号の論理ブロックが割
り当てられた場合、それらのファイルブロックのデータ
を後に読み出す読み出し要求に対して、図４０に示すよ
うに、それらの物理ブロックの最初と最後のものは、同
じドライブに属するために、それらの読み出し要求のう
ち、パリティドライブの数１を引いた数だけの要求が並
列に実行できることになる。
【００２３】以上の参考文献４，５記載の技術はいずれ
もアレイコントローラにキャッシュを装備して、読み出
し／書き込み命令の実行を制御することにより、実際の
ドライブへの読み出し／書き込みを少なくすることで、
読み出し／書き込みの実行を高速化している。そのた
め、複数のデータブロックに対して、書き込まれるべき
データをドライブに現に書き込むような書き込み要求を
独立に発行するという使用状態には適用できない。ま
た、キャッシュメモリがある場合や、キャッシュメモリ
が有効に働くような読み出し／書き込み要求の状況にし
か適用できない。また、読み出しに関して、図４０で示
したような状況には対応できない。
もアレイコントローラにキャッシュを装備して、読み出
し／書き込み命令の実行を制御することにより、実際の
ドライブへの読み出し／書き込みを少なくすることで、
読み出し／書き込みの実行を高速化している。そのた
め、複数のデータブロックに対して、書き込まれるべき
データをドライブに現に書き込むような書き込み要求を
独立に発行するという使用状態には適用できない。ま
た、キャッシュメモリがある場合や、キャッシュメモリ
が有効に働くような読み出し／書き込み要求の状況にし
か適用できない。また、読み出しに関して、図４０で示
したような状況には対応できない。
【００２４】同様の問題は、参考文献４に示された複数
の論理ユニットを一つのディスクアレイ上で構成し、順
次異なる論理ユニットの論理ブロックをアクセスする場
合にも生じる。
の論理ユニットを一つのディスクアレイ上で構成し、順
次異なる論理ユニットの論理ブロックをアクセスする場
合にも生じる。
【００２５】以上のことは、ＲＡＩＤ５レベルのディス
クアレイのごとく、データの書き込み時にパリティの読
み出しを要求するタイプのディスクアレイにおいて、書
き込まれるべきデータを現に書き込む、ディスクアレイ
内の記憶領域の割り当てを工夫することが望ましいこと
を示している。
クアレイのごとく、データの書き込み時にパリティの読
み出しを要求するタイプのディスクアレイにおいて、書
き込まれるべきデータを現に書き込む、ディスクアレイ
内の記憶領域の割り当てを工夫することが望ましいこと
を示している。
【００２６】本発明の目的は、ＲＡＩＤ５レベルのディ
スクアレイのごとく、データの書き込み時にパリティの
読み出しを要求するタイプのディスクアレイにおいて、
書き込み要求あるいは読み出し要求の実行を高速にする
ような、ディスクアレイ内の記憶領域の割り当て方法を
提供することである。
スクアレイのごとく、データの書き込み時にパリティの
読み出しを要求するタイプのディスクアレイにおいて、
書き込み要求あるいは読み出し要求の実行を高速にする
ような、ディスクアレイ内の記憶領域の割り当て方法を
提供することである。
【００２７】本発明の他の目的は、そのようなディスク
アレイにおいて、より多くの書き込み要求を並列に実行
可能にするような、ディスクアレイ内の記憶領域の割り
当て方法を提供することである。
アレイにおいて、より多くの書き込み要求を並列に実行
可能にするような、ディスクアレイ内の記憶領域の割り
当て方法を提供することである。
【００２８】本発明のさらに他の目的は、そのようなデ
ィスクアレイにおいて、より多くの読み出し要求を並列
に実行可能にするような、ディスクアレイ内の記憶領域
の割り当て方法を提供することである。
ィスクアレイにおいて、より多くの読み出し要求を並列
に実行可能にするような、ディスクアレイ内の記憶領域
の割り当て方法を提供することである。
【００２９】本発明のさらに他の目的は、そのようなデ
ィスクアレイにおいて、複数の論理ユニットを実現し、
かつ、より多くの書き込み要求を並列に実行可能にする
ような、ディスクアレイ内の記憶領域の割り当て方法を
提供することである。
ィスクアレイにおいて、複数の論理ユニットを実現し、
かつ、より多くの書き込み要求を並列に実行可能にする
ような、ディスクアレイ内の記憶領域の割り当て方法を
提供することである。
【００３０】本発明の他の目的は、そのようなディスク
アレイにおいて、書き込み要求あるいは読み出し要求を
より高速に実行可能にするような、ディスクアレイ内の
記憶領域の割り当て方法を提供することである。
アレイにおいて、書き込み要求あるいは読み出し要求を
より高速に実行可能にするような、ディスクアレイ内の
記憶領域の割り当て方法を提供することである。
【００３１】
【課題を解決するための手段】本願第１の発明によれ
ば、順序付けられた複数のデータに相続いて、ディスク
アレイ内の未割り当ての記憶領域を割り当てるときに、
各データに割り当てられた記憶領域およびそのデータの
ための誤り訂正符号保持用の記憶領域が属するディスク
記憶装置が、そのデータに先行する所定数のデータとの
間で、互いに異なるように割り当てる記憶領域を選択す
る。すなわち、各データに割り当てるべき記憶領域が、
そのデータに先行する所定数のデータの各々にすでに割
り当てられた第１の記憶領域が属する第１のディスク記
憶装置と、その第１の記憶領域が属する記憶領域群に保
持された誤り訂正データ群内の誤り訂正符号を保持する
第２の記憶領域が属する第２のディスク記憶装置とのい
ずれにも衝突しない第３のディスク記憶装置に属し、か
つ、その割り当てるべき記憶領域が属する記憶領域群に
保持される誤り訂正データ群内の誤り訂正符号を保持す
る記憶領域が上記第１、第２のディスク記憶装置のいず
れにも衝突しない第４のディスク記憶装置に属するよう
に割り当てる。
ば、順序付けられた複数のデータに相続いて、ディスク
アレイ内の未割り当ての記憶領域を割り当てるときに、
各データに割り当てられた記憶領域およびそのデータの
ための誤り訂正符号保持用の記憶領域が属するディスク
記憶装置が、そのデータに先行する所定数のデータとの
間で、互いに異なるように割り当てる記憶領域を選択す
る。すなわち、各データに割り当てるべき記憶領域が、
そのデータに先行する所定数のデータの各々にすでに割
り当てられた第１の記憶領域が属する第１のディスク記
憶装置と、その第１の記憶領域が属する記憶領域群に保
持された誤り訂正データ群内の誤り訂正符号を保持する
第２の記憶領域が属する第２のディスク記憶装置とのい
ずれにも衝突しない第３のディスク記憶装置に属し、か
つ、その割り当てるべき記憶領域が属する記憶領域群に
保持される誤り訂正データ群内の誤り訂正符号を保持す
る記憶領域が上記第１、第２のディスク記憶装置のいず
れにも衝突しない第４のディスク記憶装置に属するよう
に割り当てる。
【００３２】このように割り当てると、これらのデータ
を順次ディスクアレイに書き込む場合、各データに割り
当てられた記憶領域は、そのデータに先行する所定数の
データとは、データ記憶用の記憶領域および誤り訂正符
号保持用の記憶領域のそれぞれが属するディスク記憶装
置に関して、互いに異なるため、上記各データの書き込
みを、先行して行なわれているの上記所定数の先行する
データの書き込みと並行して実行できる。
を順次ディスクアレイに書き込む場合、各データに割り
当てられた記憶領域は、そのデータに先行する所定数の
データとは、データ記憶用の記憶領域および誤り訂正符
号保持用の記憶領域のそれぞれが属するディスク記憶装
置に関して、互いに異なるため、上記各データの書き込
みを、先行して行なわれているの上記所定数の先行する
データの書き込みと並行して実行できる。
【００３３】この割り当ては、望ましくは、ＯＳが行な
う。また、上記所定数として、最小限１でもよい。この
場合には、最小限、相続く二つのデータの書き込み要求
を並行して実行できることになる。また、上記所定数
は、より望ましくは、上記複数のディスク記憶装置の数
／（各誤り訂正データ群内のパリティを保持するディス
ク記憶装置の数＋１）を越えない最大の整数より１小さ
い数とする。この場合には、論理グループを構成する複
数のディスク記憶装置で並列に実行出来る最大限の書き
込み要求を並列に実行可能になる。
う。また、上記所定数として、最小限１でもよい。この
場合には、最小限、相続く二つのデータの書き込み要求
を並行して実行できることになる。また、上記所定数
は、より望ましくは、上記複数のディスク記憶装置の数
／（各誤り訂正データ群内のパリティを保持するディス
ク記憶装置の数＋１）を越えない最大の整数より１小さ
い数とする。この場合には、論理グループを構成する複
数のディスク記憶装置で並列に実行出来る最大限の書き
込み要求を並列に実行可能になる。
【００３４】本願第２の発明によれば、順序付けられた
複数のデータに相続いて、ディスクアレイ内の未割り当
ての記憶領域を割り当てるときに、複数のデータの各々
に対して割り当てるべき記憶領域が、そのデータに先行
する、該ディスク記憶装置の総数より１小さい数のデー
タの各々に割り当てられたデータ保持用の記憶領域が属
するディスク記憶装置に衝突しないディスク記憶装置に
属するように割り当てる。
複数のデータに相続いて、ディスクアレイ内の未割り当
ての記憶領域を割り当てるときに、複数のデータの各々
に対して割り当てるべき記憶領域が、そのデータに先行
する、該ディスク記憶装置の総数より１小さい数のデー
タの各々に割り当てられたデータ保持用の記憶領域が属
するディスク記憶装置に衝突しないディスク記憶装置に
属するように割り当てる。
【００３５】この発明によれば、論理グループを構成す
る複数のディスク記憶装置で並列に実行出来る最大限の
読み出し要求を並列に実行可能になる。
る複数のディスク記憶装置で並列に実行出来る最大限の
読み出し要求を並列に実行可能になる。
【００３６】本願第３の発明によれば、複数の論理ユニ
ットを実現するディスクアレイにおいて、複数のデータ
に、順次異なる論理ユニットに属する記憶領域を割り当
てるときに、本願第１の発明と同じ条件を満たすよう
に、各データに割り当てるべき記憶領域を選択する。
ットを実現するディスクアレイにおいて、複数のデータ
に、順次異なる論理ユニットに属する記憶領域を割り当
てるときに、本願第１の発明と同じ条件を満たすよう
に、各データに割り当てるべき記憶領域を選択する。
【００３７】これにより、このような複数の論理ユニッ
トに順次書き込まれるべき複数のデータの内、少なくと
も相前後する二つのデータの書き込み要求を並列に実行
可能になる。
トに順次書き込まれるべき複数のデータの内、少なくと
も相前後する二つのデータの書き込み要求を並列に実行
可能になる。
【００３８】さらに、本願の他の発明では、各ディスク
記憶装置に設けられた、書き込み要求あるいは読み出し
要求を保持する要求キューの保持される、実行待ちの要
求の数がなるべく均一化するように、新たな記憶領域を
割り当てる。
記憶装置に設けられた、書き込み要求あるいは読み出し
要求を保持する要求キューの保持される、実行待ちの要
求の数がなるべく均一化するように、新たな記憶領域を
割り当てる。
【００３９】
【実施例】以下、本発明に係るネットワークを使用した
並列計算機を図面に示したいくつかの実施例を参照して
さらに詳細に説明する。なお、以下においては、同じ参
照番号は同じものもしくは類似のものを表わすものとす
る。
並列計算機を図面に示したいくつかの実施例を参照して
さらに詳細に説明する。なお、以下においては、同じ参
照番号は同じものもしくは類似のものを表わすものとす
る。
【００４０】＜実施例１＞図１は本発明による領域割り
当て方法の第１の実施例を適用したコンピュータシステ
ムの全体構成を示したものである。
当て方法の第１の実施例を適用したコンピュータシステ
ムの全体構成を示したものである。
【００４１】コンピュータシステムは、上位装置である
ホスト１とＲＡＩＤレベル５（ＲＡＩＤ５）のディスク
アレイ２から構成される。ディスクアレイ２は、ディス
クコントローラ５と複数のドライブ４から構成される。
これらのドライブはそれぞれいずれかの論理グループに
属する。図では一つの論理グループ６に属するドライブ
のみを示している。論理グループ６は、障害回復単位
で、同一のグループ内のいずれかのドライブに障害が発
生したとき、そのグループ内の他のドライブ内のデータ
を利用して障害が発生したドライブ内のデータを回復す
るようになっている。
ホスト１とＲＡＩＤレベル５（ＲＡＩＤ５）のディスク
アレイ２から構成される。ディスクアレイ２は、ディス
クコントローラ５と複数のドライブ４から構成される。
これらのドライブはそれぞれいずれかの論理グループに
属する。図では一つの論理グループ６に属するドライブ
のみを示している。論理グループ６は、障害回復単位
で、同一のグループ内のいずれかのドライブに障害が発
生したとき、そのグループ内の他のドライブ内のデータ
を利用して障害が発生したドライブ内のデータを回復す
るようになっている。
【００４２】ホスト１ではオペレーティングシステム
（以下ＯＳ）３が動作しており、応用プログラム（図示
せず）がいずれかのドライブに保持されたファイルに対
する書き込み要求１１を出力したとき、ＯＳ３がこのフ
ァイル書き込み要求の実行を制御する。この制御とし
て、ＯＳ３が行なう処理は、この書き込み要求が指定し
たファイル名をＯＳ３が管理するｉノードへ変換する処
理１２と、このファイル書き込み要求をファイルブロッ
ク書き込み要求へ変換する処理１３と、処理１３で決定
されたファイルブロックを論理ブロックへ変換する処理
１４と、ファイルブロックに論理ブロックを割り当てる
際に使用する割り当て候補論理ブロックリストを作成す
る処理１８と、そのファイルブロックに論理ブロックを
実際に割り当てる処理１５と、この書き込み要求に対し
てバッファキャッシュ２６を割り当てる処理１６と、ド
ライブに対する書き込み要求を発行する処理１７からな
る。なお、割り当て候補論理ブロックリスト２４は、割
り当て処理１５の処理の実行を高速化するために、ディ
スクアレイ構成情報２３を使用して予め作成される。本
実施例では、ＯＳ３として、前述の参考文献２に記載の
ものを使用する。
（以下ＯＳ）３が動作しており、応用プログラム（図示
せず）がいずれかのドライブに保持されたファイルに対
する書き込み要求１１を出力したとき、ＯＳ３がこのフ
ァイル書き込み要求の実行を制御する。この制御とし
て、ＯＳ３が行なう処理は、この書き込み要求が指定し
たファイル名をＯＳ３が管理するｉノードへ変換する処
理１２と、このファイル書き込み要求をファイルブロッ
ク書き込み要求へ変換する処理１３と、処理１３で決定
されたファイルブロックを論理ブロックへ変換する処理
１４と、ファイルブロックに論理ブロックを割り当てる
際に使用する割り当て候補論理ブロックリストを作成す
る処理１８と、そのファイルブロックに論理ブロックを
実際に割り当てる処理１５と、この書き込み要求に対し
てバッファキャッシュ２６を割り当てる処理１６と、ド
ライブに対する書き込み要求を発行する処理１７からな
る。なお、割り当て候補論理ブロックリスト２４は、割
り当て処理１５の処理の実行を高速化するために、ディ
スクアレイ構成情報２３を使用して予め作成される。本
実施例では、ＯＳ３として、前述の参考文献２に記載の
ものを使用する。
【００４３】各論理グループに属するドライブは、複数
のパリティグループの各々に属する複数のデータあるい
はパリティを分散して保持する。ＲＡＩＤ５のディスク
アレイでは、図２に例示するように、異なるパリティグ
ループに属するパリティは、順次異なるドライブに保持
される。各ドライブのデータ格納領域には、図２に例示
するように論理ブロック番号＃Ｌ０、＃Ｌ１等が従来そ
うであるように、ドライブ順に、しかし、パリティ格納
領域を飛ばして付けられている。
のパリティグループの各々に属する複数のデータあるい
はパリティを分散して保持する。ＲＡＩＤ５のディスク
アレイでは、図２に例示するように、異なるパリティグ
ループに属するパリティは、順次異なるドライブに保持
される。各ドライブのデータ格納領域には、図２に例示
するように論理ブロック番号＃Ｌ０、＃Ｌ１等が従来そ
うであるように、ドライブ順に、しかし、パリティ格納
領域を飛ばして付けられている。
【００４４】本実施例では、データのブロックのシーケ
ンシャル書き込みを行なう複数の書き込み要求に対し
て、それらが書き込むデータを保持するドライブおよび
そのデータが属するパリティグループのパリティを保持
するドライブに関して衝突するケースを減らすように、
割り当て処理１５において論理ブロックを割り当てると
ころに特徴がある。これにより、並列に実行できる書き
込み要求の数を向上させる。以下、本実施例での処理の
詳細を説明する。
ンシャル書き込みを行なう複数の書き込み要求に対し
て、それらが書き込むデータを保持するドライブおよび
そのデータが属するパリティグループのパリティを保持
するドライブに関して衝突するケースを減らすように、
割り当て処理１５において論理ブロックを割り当てると
ころに特徴がある。これにより、並列に実行できる書き
込み要求の数を向上させる。以下、本実施例での処理の
詳細を説明する。
【００４５】（処理の全体的な流れ）応用プログラム
（図示せず）はファイルへの書き込みを行う場合、ファ
イル名とファイル上の書き込み開始位置、書き込みデー
タのユーザバッファへのポインタ、およびそのサイズを
指定する。
（図示せず）はファイルへの書き込みを行う場合、ファ
イル名とファイル上の書き込み開始位置、書き込みデー
タのユーザバッファへのポインタ、およびそのサイズを
指定する。
【００４６】変換処理１２では、応用プログラムが指定
したファイル名を解釈して、そのファイルのｉノードを
見いだす。一般に、ＯＳ３は、ファイルブロックと論理
ブロックの対応付けに、指標ノード（ｉノード）を使用
する。ｉノードは、ファイルの管理情報と、論理ブロッ
クへの指標とを持ち、これらの指標がファイルブロック
順に論理ブロックを対応付けるのに使用される。つま
り、ＯＳ３は、応用プログラムからのファイルに対する
入出力要求に対し、ファイル名から該当するファイルの
ｉノードを求め、論理ブロックに対する操作へ変換す
る。このようなｉノードにより、ディスク空間の使用
や、ファイル増大の際の論理ブロックの割り当てが効率
的になる。
したファイル名を解釈して、そのファイルのｉノードを
見いだす。一般に、ＯＳ３は、ファイルブロックと論理
ブロックの対応付けに、指標ノード（ｉノード）を使用
する。ｉノードは、ファイルの管理情報と、論理ブロッ
クへの指標とを持ち、これらの指標がファイルブロック
順に論理ブロックを対応付けるのに使用される。つま
り、ＯＳ３は、応用プログラムからのファイルに対する
入出力要求に対し、ファイル名から該当するファイルの
ｉノードを求め、論理ブロックに対する操作へ変換す
る。このようなｉノードにより、ディスク空間の使用
や、ファイル増大の際の論理ブロックの割り当てが効率
的になる。
【００４７】変換処理１３では、ＯＳ３は、応用プログ
ラムからの入出力要求をファイルのブロック単位の操作
に変換する。このファイルのブロック毎の断片をファイ
ルブロックと呼び、ファイルの先頭から順に番号付けす
る。すなわち、ＯＳ３で受け付けた「ファイルの何バイ
トめから何バイトの書き込み」のような要求を、ディス
ク装置に適合した形（ブロック単位）で、「ファイルブ
ロック何番の何バイトめから何バイトの書き込み」のよ
うな要求に変換する。
ラムからの入出力要求をファイルのブロック単位の操作
に変換する。このファイルのブロック毎の断片をファイ
ルブロックと呼び、ファイルの先頭から順に番号付けす
る。すなわち、ＯＳ３で受け付けた「ファイルの何バイ
トめから何バイトの書き込み」のような要求を、ディス
ク装置に適合した形（ブロック単位）で、「ファイルブ
ロック何番の何バイトめから何バイトの書き込み」のよ
うな要求に変換する。
【００４８】変換処理１４では、ファイルブロックに対
する要求を論理ブロックへの要求に変換する。すなわ
ち、処理１２で得たｉノードを使い、処理１３で得たフ
ァイルブロックに対してすでに割り当てられた、論理的
なディスク装置上の論理ブロックを判別し、そのファイ
ルブロックに対する要求を、その判別で見つかった論理
ブロックに対する要求に変換する。
する要求を論理ブロックへの要求に変換する。すなわ
ち、処理１２で得たｉノードを使い、処理１３で得たフ
ァイルブロックに対してすでに割り当てられた、論理的
なディスク装置上の論理ブロックを判別し、そのファイ
ルブロックに対する要求を、その判別で見つかった論理
ブロックに対する要求に変換する。
【００４９】処理１４を実行しようとしても、そのファ
イルブロックに対する要求が、新規のファイル作成要求
やファイルの増大要求の場合、上記ファイルブロックに
論理ブロックがまだ割り当てられていないことになる。
その場合、論理ブロック割り当て処理１５により、未割
り当て論理ブロック情報２２内の適切な未割り当て論理
ブロックを選択し、そのファイルブロックに対して論理
ブロックを新たに割り当てる。
イルブロックに対する要求が、新規のファイル作成要求
やファイルの増大要求の場合、上記ファイルブロックに
論理ブロックがまだ割り当てられていないことになる。
その場合、論理ブロック割り当て処理１５により、未割
り当て論理ブロック情報２２内の適切な未割り当て論理
ブロックを選択し、そのファイルブロックに対して論理
ブロックを新たに割り当てる。
【００５０】バッファキャッシュ割り当て処理１６で
は、処理１４あるいは１５で得た論理ブロックに、メモ
リ上のバッファキャッシュ２６を対応付ける。ホスト１
−ディスクアレイ２間書き込みデータのブロックをユー
ザバッファからバッファキャッシュ２６に転送し、バッ
ファリングを行なう。一般に、ディスクアレイとホスト
の間の入出力要求の処理は、ホスト１のメモリ内に設け
たバッファキャッシュ２６を介して行なう。バッファキ
ャッシュは、ホスト−ディスク装置間で転送されるデー
タのバッファリングと論理ブロックのキャッシュとして
の役割を持つ。
は、処理１４あるいは１５で得た論理ブロックに、メモ
リ上のバッファキャッシュ２６を対応付ける。ホスト１
−ディスクアレイ２間書き込みデータのブロックをユー
ザバッファからバッファキャッシュ２６に転送し、バッ
ファリングを行なう。一般に、ディスクアレイとホスト
の間の入出力要求の処理は、ホスト１のメモリ内に設け
たバッファキャッシュ２６を介して行なう。バッファキ
ャッシュは、ホスト−ディスク装置間で転送されるデー
タのバッファリングと論理ブロックのキャッシュとして
の役割を持つ。
【００５１】バッファキャッシュ２６に入れられたデー
タのブロックは、ディスクへの書き込み処理１７によ
り、適切なタイミングで実際にディスクアレイ２に対し
て書き込みが行なわれる。ディスクアレイ２に対する書
き込みは、論理ブロックの番号を指定する書き込み要求
を発行して行なわれる。
タのブロックは、ディスクへの書き込み処理１７によ
り、適切なタイミングで実際にディスクアレイ２に対し
て書き込みが行なわれる。ディスクアレイ２に対する書
き込みは、論理ブロックの番号を指定する書き込み要求
を発行して行なわれる。
【００５２】ディスクアレイ２では、ホストからの論理
ブロック番号で示される領域への書き込み要求をディス
クコントローラ５で受け取り、ディスクコントローラ５
が各ドライブ４に対し、書き込み要求を行なう。ディス
クアレイ２は複数のドライブ４により従来のディスク装
置を論理的にエミュレートする。つまり、ホストには複
数のドライブが従来の単体ディスク１台に相当するよう
に見せかける。このため、ディスクコントローラ５で
は、論理／物理ブロック番号変換テーブル２７により、
ホストから発行された書き込み要求が指定する論理ブロ
ック番号を、ディスクアレイ２を構成する単体ドライブ
の物理的なアドレスであるドライブ内の物理ブロック番
号に変換する。この変換により得られたドライブ内物理
ブロック番号を有する物理ブロックに対して、ホストが
供給した書き込み要求を実行する。この論理／物理ブロ
ック番号変換テーブル２７は各論理グループに対応して
作成される。図８は、このテーブルの例である。論理／
物理ブロック番号変換テーブル２７は、ドライブ内のド
ライブ内物理ブロック番号カラム４１、ドライブ番号別
カラム４２からなり、各ドライブ番号別カラムには、そ
の番号のドライブ内の物理ブロックに対応する論理ブロ
ック４３を保持する。ドライブ内物理ブロック番号カラ
ム４１は、単体ドライブ内のデータブロックまたはパリ
ティのブロックが格納されるアドレスである、ドライブ
内物理ブロック番号を表している。ホストから指定され
た論理ブロック番号からその論理ブロック番号で示され
る領域が対応するドライブ番号とドライブ内の物理ブロ
ック番号を得ることができる。
ブロック番号で示される領域への書き込み要求をディス
クコントローラ５で受け取り、ディスクコントローラ５
が各ドライブ４に対し、書き込み要求を行なう。ディス
クアレイ２は複数のドライブ４により従来のディスク装
置を論理的にエミュレートする。つまり、ホストには複
数のドライブが従来の単体ディスク１台に相当するよう
に見せかける。このため、ディスクコントローラ５で
は、論理／物理ブロック番号変換テーブル２７により、
ホストから発行された書き込み要求が指定する論理ブロ
ック番号を、ディスクアレイ２を構成する単体ドライブ
の物理的なアドレスであるドライブ内の物理ブロック番
号に変換する。この変換により得られたドライブ内物理
ブロック番号を有する物理ブロックに対して、ホストが
供給した書き込み要求を実行する。この論理／物理ブロ
ック番号変換テーブル２７は各論理グループに対応して
作成される。図８は、このテーブルの例である。論理／
物理ブロック番号変換テーブル２７は、ドライブ内のド
ライブ内物理ブロック番号カラム４１、ドライブ番号別
カラム４２からなり、各ドライブ番号別カラムには、そ
の番号のドライブ内の物理ブロックに対応する論理ブロ
ック４３を保持する。ドライブ内物理ブロック番号カラ
ム４１は、単体ドライブ内のデータブロックまたはパリ
ティのブロックが格納されるアドレスである、ドライブ
内物理ブロック番号を表している。ホストから指定され
た論理ブロック番号からその論理ブロック番号で示され
る領域が対応するドライブ番号とドライブ内の物理ブロ
ック番号を得ることができる。
【００５３】以上の処理の中で、本実施例では、処理１
８において、未割り当て論理ブロック情報２２とディス
クアレイ構成情報２３から割り当て候補論理ブロックリ
スト２４を作成し、処理１５において、いずれかの論理
ブロックをいずれかの書き込み要求に割り当てるとき
に、この作成された割り当て候補論理ブロックリスト２
４を使用すること、および、その割り当ての際に、並列
に実行する二つの書き込み要求が必要とするドライブが
衝突しないように、割り当てるべき論理ブロックを選択
する所に特徴がある。以下、処理１５、１８を主に説明
する。
８において、未割り当て論理ブロック情報２２とディス
クアレイ構成情報２３から割り当て候補論理ブロックリ
スト２４を作成し、処理１５において、いずれかの論理
ブロックをいずれかの書き込み要求に割り当てるとき
に、この作成された割り当て候補論理ブロックリスト２
４を使用すること、および、その割り当ての際に、並列
に実行する二つの書き込み要求が必要とするドライブが
衝突しないように、割り当てるべき論理ブロックを選択
する所に特徴がある。以下、処理１５、１８を主に説明
する。
【００５４】（割り当て候補論理ブロックリスト作成処
理１８）まず、図１２を参照してこの処理を説明する。
理１８）まず、図１２を参照してこの処理を説明する。
【００５５】この処理では、未割り当て論理ブロック情
報２２とディスクアレイ構成情報２３から、割り当て候
補論理ブロックリスト２４を作成する。このリスト２４
は、後に説明する論理ブロック割り当て処理１５におい
て、検索する論理ブロックの範囲を少なくして、かつ、
必要な論理ブロックの選択を可能ならしめるために使用
される。この割り当て候補論理ブロックリスト２４は、
システム立ち上げ時、あるいは書き込み要求時にまとめ
て作成し、割り当て候補論理ブロックリストが尽きたと
き、あるいは書き込み要求時に必要に応じて作成する。
報２２とディスクアレイ構成情報２３から、割り当て候
補論理ブロックリスト２４を作成する。このリスト２４
は、後に説明する論理ブロック割り当て処理１５におい
て、検索する論理ブロックの範囲を少なくして、かつ、
必要な論理ブロックの選択を可能ならしめるために使用
される。この割り当て候補論理ブロックリスト２４は、
システム立ち上げ時、あるいは書き込み要求時にまとめ
て作成し、割り当て候補論理ブロックリストが尽きたと
き、あるいは書き込み要求時に必要に応じて作成する。
【００５６】図９は、ディスクアレイ構成情報２３に含
まれる情報の種類を示し、図１０は、そのディスクアレ
イ構成情報の具体例を示す。図９と１０を参照するに、
ＲＡＩＤレベル情報４４には、例えば、ＲＡＩＤ５を表
す５を保持し、データドライブ数４５には各パリティグ
ループに含まれる、データを保持するドライブの数、例
えば、４を保持し、パリティドライブ数４６には各パリ
ティグループに含まれるパリティを保持するドライブの
数、例えば、１を保持し、パリティドライブ位置情報４
７には、最初のパリティを格納するドライブの番号、例
えば、ドライブ＃Ｄ４を表す４と、隣接するパリティグ
ループに保持されるパリティを保持するドライブ番号の
差、例えば、−１を保持し、ドライブレベルキャッシュ
の有無４８にはドライブレベルキャッシュなしを表す０
を保持している。
まれる情報の種類を示し、図１０は、そのディスクアレ
イ構成情報の具体例を示す。図９と１０を参照するに、
ＲＡＩＤレベル情報４４には、例えば、ＲＡＩＤ５を表
す５を保持し、データドライブ数４５には各パリティグ
ループに含まれる、データを保持するドライブの数、例
えば、４を保持し、パリティドライブ数４６には各パリ
ティグループに含まれるパリティを保持するドライブの
数、例えば、１を保持し、パリティドライブ位置情報４
７には、最初のパリティを格納するドライブの番号、例
えば、ドライブ＃Ｄ４を表す４と、隣接するパリティグ
ループに保持されるパリティを保持するドライブ番号の
差、例えば、−１を保持し、ドライブレベルキャッシュ
の有無４８にはドライブレベルキャッシュなしを表す０
を保持している。
【００５７】図５は、未割り当て論理ブロック情報２２
を例示する。この例は、ビットマップで未割り当て論理
ブロック情報を表している。すなわち、論理ブロック番
号３２が、ビットマップ情報３１のフラグにより、既割
り当てならば０、未割り当てならば１を示している。図
５で論理ブロック番号を８ビットで表現しているのは、
１ブロックを８つの断片（フラグメント）で管理するこ
とを表している。基本的にファイルシステムはブロック
単位で管理するが、ファイルの最後の部分はフラグメン
トで管理する場合があるためである。処理１８では、未
割り当て論理ブロック情報２２から未割り当ての論理ブ
ロックを選択し、割り当て候補論理ブロックリストを作
成する。
を例示する。この例は、ビットマップで未割り当て論理
ブロック情報を表している。すなわち、論理ブロック番
号３２が、ビットマップ情報３１のフラグにより、既割
り当てならば０、未割り当てならば１を示している。図
５で論理ブロック番号を８ビットで表現しているのは、
１ブロックを８つの断片（フラグメント）で管理するこ
とを表している。基本的にファイルシステムはブロック
単位で管理するが、ファイルの最後の部分はフラグメン
トで管理する場合があるためである。処理１８では、未
割り当て論理ブロック情報２２から未割り当ての論理ブ
ロックを選択し、割り当て候補論理ブロックリストを作
成する。
【００５８】図１２に戻り、ステップ６１においては、
次に割り当てる論理ブロックを決定するための検索する
論理ブロックの数を決定する。本実施例では、この論理
ブロックの数をディスクアレイの構成ドライブ数とす
る。このドライブ数は、ディスクアレイ構成情報２３に
より与えられる。なお、更に検索範囲を広げてもよい。
次に割り当てる論理ブロックを決定するための検索する
論理ブロックの数を決定する。本実施例では、この論理
ブロックの数をディスクアレイの構成ドライブ数とす
る。このドライブ数は、ディスクアレイ構成情報２３に
より与えられる。なお、更に検索範囲を広げてもよい。
【００５９】次にステップ６２により、ステップ６１に
おいて決定した論理ブロック数の割り当て候補論理ブロ
ックを決定する。本実施例では、図１３の＃Ｃ０〜＃Ｃ
３のように、ＲＡＩＤ５でパリティ格納ドライブと平行
する方向に、構成ドライブ数分のメンバを持つ割り当て
候補論理ブロックグループの選出を行う。この選出にあ
たり、ディスクアレイ構成情報２３により与えられるパ
リティドライブ位置情報４７を使用する。割り当て候補
論理ブロックグループは、割り当て候補論理ブロックリ
スト２４作成のための検索範囲を規定するために用いて
おり、これらが他の方法で規定されれば、このグループ
は必ずしも必要としない。しかし、図１３のように論理
ブロックグループを選択したときには、論理ブロックの
割り当て処理１５が簡単になるという特徴を有する。こ
れについては、後に割り当て処理のところで説明する。
おいて決定した論理ブロック数の割り当て候補論理ブロ
ックを決定する。本実施例では、図１３の＃Ｃ０〜＃Ｃ
３のように、ＲＡＩＤ５でパリティ格納ドライブと平行
する方向に、構成ドライブ数分のメンバを持つ割り当て
候補論理ブロックグループの選出を行う。この選出にあ
たり、ディスクアレイ構成情報２３により与えられるパ
リティドライブ位置情報４７を使用する。割り当て候補
論理ブロックグループは、割り当て候補論理ブロックリ
スト２４作成のための検索範囲を規定するために用いて
おり、これらが他の方法で規定されれば、このグループ
は必ずしも必要としない。しかし、図１３のように論理
ブロックグループを選択したときには、論理ブロックの
割り当て処理１５が簡単になるという特徴を有する。こ
れについては、後に割り当て処理のところで説明する。
【００６０】ステップ６３では、作成した割り当て候補
論理ブロックグループを割り当て候補論理ブロックリス
ト２４に登録する。ステップ６４では、これを複数作成
し、次の割り当て候補論理ブロックリストへのポインタ
３３で連結する。
論理ブロックグループを割り当て候補論理ブロックリス
ト２４に登録する。ステップ６４では、これを複数作成
し、次の割り当て候補論理ブロックリストへのポインタ
３３で連結する。
【００６１】一つの論理ブロックグループに対する割り
当て候補論理ブロックリスト２４を図６に例示する。こ
の割り当て候補論理ブロックリストは、別の割り当て候
補論理ブロックリストを示すポインタ３３と、割り当て
候補論理ブロックリスト内の検索開始点を示すポインタ
３４と、割り当て候補論理ブロックリスト内の検索終了
点を示すポインタ３５と、割り当て候補論理ブロック番
号３９と、割り当て候補論理ブロックリスト内の次の論
理ブロックを示すポインタ３８、未割り当て論理ブロッ
クリストの終点を表すポインタ４０から構成される。未
割り当て候補論理ブロックリスト内で既に割り当てられ
た論理ブロックは、その論理ブロックへのポインタを次
の未割り当て論理ブロックを指し示すように更新する。
当て候補論理ブロックリスト２４を図６に例示する。こ
の割り当て候補論理ブロックリストは、別の割り当て候
補論理ブロックリストを示すポインタ３３と、割り当て
候補論理ブロックリスト内の検索開始点を示すポインタ
３４と、割り当て候補論理ブロックリスト内の検索終了
点を示すポインタ３５と、割り当て候補論理ブロック番
号３９と、割り当て候補論理ブロックリスト内の次の論
理ブロックを示すポインタ３８、未割り当て論理ブロッ
クリストの終点を表すポインタ４０から構成される。未
割り当て候補論理ブロックリスト内で既に割り当てられ
た論理ブロックは、その論理ブロックへのポインタを次
の未割り当て論理ブロックを指し示すように更新する。
【００６２】図７に割り当て候補論理ブロックリスト２
４に保持された情報の具体例を示す。次の割り当て候補
論理ブロックリストへのポインタ３３は次の割り当て候
補論理ブロックリストへのポインタ４０１を保持してい
る。割り当て候補論理ブロックリスト内の検索開始点を
示すポインタ３４には、割り当て候補論理ブロックリス
ト内の検索を開始する要素のアドレス０ｃを保持し、割
り当て候補論理ブロックリスト内の検索終了点を示すポ
インタ３５には、割り当て候補論理ブロックリスト内の
最終検索要素のアドレス３ｃを保持する。これらによ
り、割り当て候補論理ブロックリスト内で任意の検索開
始点、または終了点を選ぶことができる。割り当て候補
論理ブロック番号３９には、割り当て候補論理ブロック
４０４である＃Ｌ０が保持され、割り当て候補論理ブロ
ックリスト内の次の要素へのポインタ３８には、次の要
素へのポインタ４０５であるアドレス１４が保持されて
いる。これにより、割り当て候補論理ブロックリスト内
で割り当てられた要素をスキップさせたり、割り当て候
補論理ブロックリストをリング状に構成することが可能
となる。
４に保持された情報の具体例を示す。次の割り当て候補
論理ブロックリストへのポインタ３３は次の割り当て候
補論理ブロックリストへのポインタ４０１を保持してい
る。割り当て候補論理ブロックリスト内の検索開始点を
示すポインタ３４には、割り当て候補論理ブロックリス
ト内の検索を開始する要素のアドレス０ｃを保持し、割
り当て候補論理ブロックリスト内の検索終了点を示すポ
インタ３５には、割り当て候補論理ブロックリスト内の
最終検索要素のアドレス３ｃを保持する。これらによ
り、割り当て候補論理ブロックリスト内で任意の検索開
始点、または終了点を選ぶことができる。割り当て候補
論理ブロック番号３９には、割り当て候補論理ブロック
４０４である＃Ｌ０が保持され、割り当て候補論理ブロ
ックリスト内の次の要素へのポインタ３８には、次の要
素へのポインタ４０５であるアドレス１４が保持されて
いる。これにより、割り当て候補論理ブロックリスト内
で割り当てられた要素をスキップさせたり、割り当て候
補論理ブロックリストをリング状に構成することが可能
となる。
【００６３】（論理ブロック割り当て処理１５）図１１
は、この処理１５の流れの一例をしめす。この処理で
は、図１の変換処理１４において、ファイルブロック要
求に対して論理ブロックがまだ割り当てられていない場
合に、割り当て候補論理ブロックリスト２４から未割り
当ての論理ブロックを選択してそのファイルブロックに
対してこの選択された論理ブロックを割り当てる。本実
施例では、この割り当て処理１５は、論理的に連続する
複数のファイルブロックに対して割り当てるべき論理ブ
ロックを選択する時に、あい続く二つのファイルブロッ
クが必要とするデータ書き込み用のドライブとそのデー
タが属するパリティグループ内のパリティ保持用のドラ
イブが、互いに衝突しないように、これらのファイルブ
ロックに割り当てるべき論理ブロックを選択するように
なっている。これにより、これらの論理的に連続する複
数のファイルブロックに属するデータブロックを、ディ
スクアレイ内の複数のドライブの数により決まる最大数
だけ並列に書き込めるようにしている。
は、この処理１５の流れの一例をしめす。この処理で
は、図１の変換処理１４において、ファイルブロック要
求に対して論理ブロックがまだ割り当てられていない場
合に、割り当て候補論理ブロックリスト２４から未割り
当ての論理ブロックを選択してそのファイルブロックに
対してこの選択された論理ブロックを割り当てる。本実
施例では、この割り当て処理１５は、論理的に連続する
複数のファイルブロックに対して割り当てるべき論理ブ
ロックを選択する時に、あい続く二つのファイルブロッ
クが必要とするデータ書き込み用のドライブとそのデー
タが属するパリティグループ内のパリティ保持用のドラ
イブが、互いに衝突しないように、これらのファイルブ
ロックに割り当てるべき論理ブロックを選択するように
なっている。これにより、これらの論理的に連続する複
数のファイルブロックに属するデータブロックを、ディ
スクアレイ内の複数のドライブの数により決まる最大数
だけ並列に書き込めるようにしている。
【００６４】さて、ステップ５１で割り当て候補論理ブ
ロックリスト内の、検索を開始する論理ブロックへのポ
インタが示すメンバ（＃ｓ）を取得し、これを＃ｘ割り
当て候補論理ブロックとする。ステップ５２では、直前
にデータブロックに割り当てられた論理ブロックのドラ
イブ番号Ｄ０とその論理ブロックに対応するパリティの
ドライブ番号Ｐ０を取得する。ステップ５３で、＃ｘ割
り当て候補論理ブロックのドライブ番号Ｄｘとパリティ
格納ドライブ番号Ｐｘを取得する。ステップ５４では、
Ｄ０，Ｐ０，Ｄｘ，Ｐｘが全て異なるかどうかを比較す
る。
ロックリスト内の、検索を開始する論理ブロックへのポ
インタが示すメンバ（＃ｓ）を取得し、これを＃ｘ割り
当て候補論理ブロックとする。ステップ５２では、直前
にデータブロックに割り当てられた論理ブロックのドラ
イブ番号Ｄ０とその論理ブロックに対応するパリティの
ドライブ番号Ｐ０を取得する。ステップ５３で、＃ｘ割
り当て候補論理ブロックのドライブ番号Ｄｘとパリティ
格納ドライブ番号Ｐｘを取得する。ステップ５４では、
Ｄ０，Ｐ０，Ｄｘ，Ｐｘが全て異なるかどうかを比較す
る。
【００６５】ステップ５４の比較により、これが全て異
なるならば、ステップ５５で、＃ｘ論理ブロックを論理
ブロックとして割り当てる、さらに未割り当て論理ブロ
ック情報の、この論理ブロック番号を既割り当てとす
る。ステップ５４で同じものが存在すれば、ステップ５
８で割り当て候補論理ブロックリスト内のメンバを全て
検索したかを調べる。この結果、検索が終了していなけ
れば、ステップ５９により、ポインタ３８が示す次の割
り当て候補論理ブロックを＃ｘ割り当て候補論理ブロッ
クとして処理を続行する。検索が終了していれば、ステ
ップ６０により、割り当て候補論理ブロックリスト内で
検索を開始したメンバを＃ｘ割り当て候補論理ブロック
として、割り当て処理（ステップ５５）を行なう。ステ
ップ５５により次に割り当てる論理ブロックが決定した
後、割り当て候補論理ブロックリストのメンバが空であ
れば（ステップ５６）、ステップ５０で次の割り当て候
補論理ブロックリストへのポインタ３３が示す割り当て
候補論理ブロックリストを取得し、空でなければ（ステ
ップ５６）、割り当て候補論理ブロックリスト内の検索
を開始する論理ブロック番号を示すポインタ３３と＃ｘ
論理ブロックへのポインタを更新する。
なるならば、ステップ５５で、＃ｘ論理ブロックを論理
ブロックとして割り当てる、さらに未割り当て論理ブロ
ック情報の、この論理ブロック番号を既割り当てとす
る。ステップ５４で同じものが存在すれば、ステップ５
８で割り当て候補論理ブロックリスト内のメンバを全て
検索したかを調べる。この結果、検索が終了していなけ
れば、ステップ５９により、ポインタ３８が示す次の割
り当て候補論理ブロックを＃ｘ割り当て候補論理ブロッ
クとして処理を続行する。検索が終了していれば、ステ
ップ６０により、割り当て候補論理ブロックリスト内で
検索を開始したメンバを＃ｘ割り当て候補論理ブロック
として、割り当て処理（ステップ５５）を行なう。ステ
ップ５５により次に割り当てる論理ブロックが決定した
後、割り当て候補論理ブロックリストのメンバが空であ
れば（ステップ５６）、ステップ５０で次の割り当て候
補論理ブロックリストへのポインタ３３が示す割り当て
候補論理ブロックリストを取得し、空でなければ（ステ
ップ５６）、割り当て候補論理ブロックリスト内の検索
を開始する論理ブロック番号を示すポインタ３３と＃ｘ
論理ブロックへのポインタを更新する。
【００６６】このとき、ステップ５４では、直前に割り
当てられた論理ブロックだけでなく、さらにさかのぼっ
て割り当てられた論理ブロックとの同様の比較を行うこ
とができる。さかのぼって比較する論理ブロックの数
は、ディスクアレイの構成ドライブ数を基に決定するこ
とができる。例えば、「理想的な並列処理数−１」個前
に割り当てた論理ブロックの格納ドライブおよびパリテ
ィ格納ドライブの比較を行って、次に割り当てる論理ブ
ロックを決定する。
当てられた論理ブロックだけでなく、さらにさかのぼっ
て割り当てられた論理ブロックとの同様の比較を行うこ
とができる。さかのぼって比較する論理ブロックの数
は、ディスクアレイの構成ドライブ数を基に決定するこ
とができる。例えば、「理想的な並列処理数−１」個前
に割り当てた論理ブロックの格納ドライブおよびパリテ
ィ格納ドライブの比較を行って、次に割り当てる論理ブ
ロックを決定する。
【００６７】ＲＡＩＤ５のディスクアレイでは、書き込
みの理想的な並列処理数は、キャッシュの効果を考えな
い場合、「構成ドライブ数÷（パリティドライブ数＋
１）」を越えない整数である。したがって、書き込みを
理想的に並列処理させたい場合は、ステップ５４におい
て、一つ前にデータブロックに割り当てられた論理ブロ
ックの格納ドライブとパリティ格納ドライブから、この
整数に等しい数だけ前にデータブロックに割り当てられ
た論理ブロックの格納ドライブとパリティ格納ドライブ
とに対して、割り当て候補の論理ブロックとそれに対す
るパリティ格納ブロックがステップ５４での条件を満た
すかの判定を行えばよい。たとえば、データドライブ４
台、パリティドライブ１台構成のディスクアレイでは、
書き込みの理想的な並列処理数は２となる。したがっ
て、この場合は、ステップ５４では、一つ前に割り当て
られた論理ブロックの格納ドライブとパリティ格納ドラ
イブに関してステップ５４の条件を満たすかを判定すれ
ばよい。
みの理想的な並列処理数は、キャッシュの効果を考えな
い場合、「構成ドライブ数÷（パリティドライブ数＋
１）」を越えない整数である。したがって、書き込みを
理想的に並列処理させたい場合は、ステップ５４におい
て、一つ前にデータブロックに割り当てられた論理ブロ
ックの格納ドライブとパリティ格納ドライブから、この
整数に等しい数だけ前にデータブロックに割り当てられ
た論理ブロックの格納ドライブとパリティ格納ドライブ
とに対して、割り当て候補の論理ブロックとそれに対す
るパリティ格納ブロックがステップ５４での条件を満た
すかの判定を行えばよい。たとえば、データドライブ４
台、パリティドライブ１台構成のディスクアレイでは、
書き込みの理想的な並列処理数は２となる。したがっ
て、この場合は、ステップ５４では、一つ前に割り当て
られた論理ブロックの格納ドライブとパリティ格納ドラ
イブに関してステップ５４の条件を満たすかを判定すれ
ばよい。
【００６８】例えば、図２に例示するようなドライブ５
台構成のディスクアレイにおいて、論理的に連続なデー
タブロック＃Ｔ０，＃Ｔ１，＃Ｔ２，＃Ｔ３，＃Ｔ４，
＃Ｔ５，＃Ｔ６，，に対して論理ブロックを割り当てる
場合、図１１の処理は以下のように実行される。まず、
データブロック＃Ｔ０に対して、図１３に示す論理ブロ
ックグループ＃Ｃ０の最初の論理ブロック番号＃Ｌ０の
物理ブロック（物理ブロック（＃Ｌ０））がステップ５
４の条件を満たし、このデータブロック＃Ｔ０にこの物
理ブロック（＃Ｌ０）が割り当てられたと仮定する。次
のデータブロック＃Ｔ１に対しては、このグループ内の
次の論理ブロック＃Ｌ７は、先に割り当てられた論理ブ
ロック＃Ｌ０に対応するパリティが保持されているドラ
イブ＃Ｄ４にあるため、ステップ５４の条件を満たさな
い。グループ＃Ｃ０の次の論理ブロック＃Ｌ１０はこの
条件を満たすので、データブロック＃Ｔ１に対しては、
論理ブロック＃Ｌ１０が割り当てられる。さらに次のデ
ータブロック＃Ｔ２に対しては、このグループ＃Ｃ０内
の次の論理ブロック＃Ｌ１３はステップ５４の条件を満
たさないが、さらに次の論理ブロック＃Ｌ１６がこの条
件を満たす。従って、データブロック＃Ｔ２に対しては
この論理ブロック＃Ｌ１６が割り当てられる。
台構成のディスクアレイにおいて、論理的に連続なデー
タブロック＃Ｔ０，＃Ｔ１，＃Ｔ２，＃Ｔ３，＃Ｔ４，
＃Ｔ５，＃Ｔ６，，に対して論理ブロックを割り当てる
場合、図１１の処理は以下のように実行される。まず、
データブロック＃Ｔ０に対して、図１３に示す論理ブロ
ックグループ＃Ｃ０の最初の論理ブロック番号＃Ｌ０の
物理ブロック（物理ブロック（＃Ｌ０））がステップ５
４の条件を満たし、このデータブロック＃Ｔ０にこの物
理ブロック（＃Ｌ０）が割り当てられたと仮定する。次
のデータブロック＃Ｔ１に対しては、このグループ内の
次の論理ブロック＃Ｌ７は、先に割り当てられた論理ブ
ロック＃Ｌ０に対応するパリティが保持されているドラ
イブ＃Ｄ４にあるため、ステップ５４の条件を満たさな
い。グループ＃Ｃ０の次の論理ブロック＃Ｌ１０はこの
条件を満たすので、データブロック＃Ｔ１に対しては、
論理ブロック＃Ｌ１０が割り当てられる。さらに次のデ
ータブロック＃Ｔ２に対しては、このグループ＃Ｃ０内
の次の論理ブロック＃Ｌ１３はステップ５４の条件を満
たさないが、さらに次の論理ブロック＃Ｌ１６がこの条
件を満たす。従って、データブロック＃Ｔ２に対しては
この論理ブロック＃Ｌ１６が割り当てられる。
【００６９】次のデータブロック＃Ｔ３に対しては、グ
ループ＃Ｃ０内の未割り当ての論理ブロックとして、グ
ループの２番目の論理ブロック＃Ｌ７が選択され、ステ
ップ５４の条件を満たすか否かを判定する。この論理ブ
ロックは、この条件を満たすので、このデータブロック
＃Ｔ３に割り当てる（ステップ６０）。以下同様にし
て、次のデータブロック＃Ｔ４に対して、論理ブロック
＃Ｌ１３が、割り当てられる。
ループ＃Ｃ０内の未割り当ての論理ブロックとして、グ
ループの２番目の論理ブロック＃Ｌ７が選択され、ステ
ップ５４の条件を満たすか否かを判定する。この論理ブ
ロックは、この条件を満たすので、このデータブロック
＃Ｔ３に割り当てる（ステップ６０）。以下同様にし
て、次のデータブロック＃Ｔ４に対して、論理ブロック
＃Ｌ１３が、割り当てられる。
【００７０】こうして、グループ＃Ｃ０内の全ての論理
ブロックがデータブロック＃Ｔ０から＃Ｔ４に割り当て
られたので、さらに後続のデータブロック＃Ｔ５以降の
データブロックに対しては、次のグループ＃Ｃ１内の論
理ブロックについて同様の処理が施される。
ブロックがデータブロック＃Ｔ０から＃Ｔ４に割り当て
られたので、さらに後続のデータブロック＃Ｔ５以降の
データブロックに対しては、次のグループ＃Ｃ１内の論
理ブロックについて同様の処理が施される。
【００７１】以上の結果、データブロック＃Ｔ０，＃Ｔ
１，＃Ｔ２，＃Ｔ３，＃Ｔ４，＃Ｔ５，＃Ｔ６，，に対
して、それぞれ順に論理ブロック番号＃Ｌ０，＃Ｌ１
０，＃Ｌ１６，＃Ｌ７，＃Ｌ１３，＃Ｌ４，＃Ｌ１
１，，が割り当てられる。このとき、図３に示すよう
に、データブロック＃Ｔ０の書き込みには、ドライブ＃
Ｄ１上の論理ブロック＃Ｌ０とドライブ＃Ｄ４内のパリ
ティをアクセスし、データブロック＃Ｔ１の書き込みに
は、ドライブ＃Ｄ３上の論理ブロック＃Ｌ１０とドライ
ブ＃Ｄ２内のパリティをアクセスする。したがって、こ
れらの二つの書き込み要求は、使用するドライブにおい
て衝突しない。したがって、これらのデータブロックの
書き込み要求は、これらの論理ブロックに対して並列に
実行されることになる。したがって、並列に実行される
書き込み要求の数は２となり、このディスクアレイで並
列に実行できる最大の書き込み要求数２に等しい数だけ
書き込み要求を並列に実行できることが分かる。なお、
並列に動作するドライブの数は４となる。ただし、次の
データブロック＃Ｔ２の書き込みにおいては、論理ブロ
ック＃Ｌ１６を含むドライブ＃Ｄ１と、そのデータに対
するパリティを保持するドライブ＃Ｄ０へのアクセスを
必要とする。ドライブ＃Ｄ１はこのデータブロック＃Ｔ
２の書き込みに使用できるが、ドライブ＃Ｄ０は、先行
するデータブロック＃Ｔ０の書き込みに使用されている
間は、このデータブロック＃Ｔ２の書き込みには使用で
きない。
１，＃Ｔ２，＃Ｔ３，＃Ｔ４，＃Ｔ５，＃Ｔ６，，に対
して、それぞれ順に論理ブロック番号＃Ｌ０，＃Ｌ１
０，＃Ｌ１６，＃Ｌ７，＃Ｌ１３，＃Ｌ４，＃Ｌ１
１，，が割り当てられる。このとき、図３に示すよう
に、データブロック＃Ｔ０の書き込みには、ドライブ＃
Ｄ１上の論理ブロック＃Ｌ０とドライブ＃Ｄ４内のパリ
ティをアクセスし、データブロック＃Ｔ１の書き込みに
は、ドライブ＃Ｄ３上の論理ブロック＃Ｌ１０とドライ
ブ＃Ｄ２内のパリティをアクセスする。したがって、こ
れらの二つの書き込み要求は、使用するドライブにおい
て衝突しない。したがって、これらのデータブロックの
書き込み要求は、これらの論理ブロックに対して並列に
実行されることになる。したがって、並列に実行される
書き込み要求の数は２となり、このディスクアレイで並
列に実行できる最大の書き込み要求数２に等しい数だけ
書き込み要求を並列に実行できることが分かる。なお、
並列に動作するドライブの数は４となる。ただし、次の
データブロック＃Ｔ２の書き込みにおいては、論理ブロ
ック＃Ｌ１６を含むドライブ＃Ｄ１と、そのデータに対
するパリティを保持するドライブ＃Ｄ０へのアクセスを
必要とする。ドライブ＃Ｄ１はこのデータブロック＃Ｔ
２の書き込みに使用できるが、ドライブ＃Ｄ０は、先行
するデータブロック＃Ｔ０の書き込みに使用されている
間は、このデータブロック＃Ｔ２の書き込みには使用で
きない。
【００７２】ステップ５４における判定の対象とする論
理ブロックの数は、一般には、上に説明したとおり、デ
ィスクアレイを構成するドライブの数に依存する。しか
し、図１３に示した論理ブロック群を使用する場合、デ
ィスクアレイ内のドライブ数によらないで、ステップ５
４での判定が、直前にデータブロックに割り当てられた
論理ブロックとの比較のみとしても、条件を満たす論理
ブロックを選択できる可能性を高くできるという利点が
ある。また、比較の対象となる論理ブロックの候補を絞
り込むことが可能となる。
理ブロックの数は、一般には、上に説明したとおり、デ
ィスクアレイを構成するドライブの数に依存する。しか
し、図１３に示した論理ブロック群を使用する場合、デ
ィスクアレイ内のドライブ数によらないで、ステップ５
４での判定が、直前にデータブロックに割り当てられた
論理ブロックとの比較のみとしても、条件を満たす論理
ブロックを選択できる可能性を高くできるという利点が
ある。また、比較の対象となる論理ブロックの候補を絞
り込むことが可能となる。
【００７３】すなわち、図１３の各論理ブロック群は、
順次異なるドライブに属する論理ブロックからなり、か
つ、それらの論理ブロックは、パリティを格納する領域
が変化する方向と並行に位置している。つまり、各論理
ブロック群内では、あらかじめ、それぞれの論理ブロッ
クのデータブロックの格納ドライブおよびパリティの格
納ドライブがそれぞれ異なるようになっている。そのた
め、図１１の論理ブロック割り当て処理において、ステ
ップ５１あるいはステップ５９において、次の割り当て
候補となる論理ブロックを選ぶ際に、図１３のいずれか
の論理ブロック群に属する論理ブロックを、そのブロッ
ク内の順番にしたがって順次選択して行けば、明らかに
ステップ５４の条件を満たさない論理ブロックを比較の
対象から外すことができる。つまり、ステップ５４にお
ける判定の対象として、直前にデータブロックに割りあ
てられた論理ブロックのみとでも、少なくともデータブ
ロックの格納ドライブ同士およびパリティ格納ドライブ
同士は異なる論理ブロックを選択することが可能とな
る。
順次異なるドライブに属する論理ブロックからなり、か
つ、それらの論理ブロックは、パリティを格納する領域
が変化する方向と並行に位置している。つまり、各論理
ブロック群内では、あらかじめ、それぞれの論理ブロッ
クのデータブロックの格納ドライブおよびパリティの格
納ドライブがそれぞれ異なるようになっている。そのた
め、図１１の論理ブロック割り当て処理において、ステ
ップ５１あるいはステップ５９において、次の割り当て
候補となる論理ブロックを選ぶ際に、図１３のいずれか
の論理ブロック群に属する論理ブロックを、そのブロッ
ク内の順番にしたがって順次選択して行けば、明らかに
ステップ５４の条件を満たさない論理ブロックを比較の
対象から外すことができる。つまり、ステップ５４にお
ける判定の対象として、直前にデータブロックに割りあ
てられた論理ブロックのみとでも、少なくともデータブ
ロックの格納ドライブ同士およびパリティ格納ドライブ
同士は異なる論理ブロックを選択することが可能とな
る。
【００７４】すなわち、ＲＡＩＤ５のディスクアレイで
の、書き込みの理想的な並列処理数である、「（構成ド
ライブ数÷（パリティドライブ数＋１）を越えない整
数）−１」に等しい回数前にデータブロックに割り当て
られた論理ブロックから、直前よりさらに一回前にいず
れかのデータブロックに割り当てられた論理ブロックに
対しては、現在割り当て対象に選ばれた論理ブロック
は、ステップ５４の条件を満たす可能性が高いからであ
る。したがって、図１３の論理ブロック群は、ステップ
５４の処理を少くするという利点を有する。
の、書き込みの理想的な並列処理数である、「（構成ド
ライブ数÷（パリティドライブ数＋１）を越えない整
数）−１」に等しい回数前にデータブロックに割り当て
られた論理ブロックから、直前よりさらに一回前にいず
れかのデータブロックに割り当てられた論理ブロックに
対しては、現在割り当て対象に選ばれた論理ブロック
は、ステップ５４の条件を満たす可能性が高いからであ
る。したがって、図１３の論理ブロック群は、ステップ
５４の処理を少くするという利点を有する。
【００７５】さらに、図１３にしたがって、データブロ
ックに論理ブロックを割り当てた場合、シーケンシャル
な複数のデータブロックに対して並列に実行できる読み
出し要求に数を、ディスクアレイのドライブ数で決ま
る、最大数にできるという利点がある。このように、割
り当て候補論理ブロック群作成処理１８は、論理ブロッ
ク割り当て処理１５のステップ５４を簡単に行なうよう
に、論理ブロックの選択を予め行なっている。
ックに論理ブロックを割り当てた場合、シーケンシャル
な複数のデータブロックに対して並列に実行できる読み
出し要求に数を、ディスクアレイのドライブ数で決ま
る、最大数にできるという利点がある。このように、割
り当て候補論理ブロック群作成処理１８は、論理ブロッ
ク割り当て処理１５のステップ５４を簡単に行なうよう
に、論理ブロックの選択を予め行なっている。
【００７６】一般に、読み出しの理想的な並列処理数
は、構成ドライブ台数分に等しい。図１３では各論理ブ
ロックグループは、互いに異なるドライブに属する論理
ブロックからなる。したがって、先の論理ブロック割り
当て処理１５では、各論理ブロックグループ内の論理ブ
ロックをシーケンシャルなデータブロックに一つずつ割
り当てるので、こうして割り当てられた論理ブロック
は、全て異なるドライブに属することになる。したがっ
て、これらのシーケンシャルなデータブロックに対す
る、ドライブの総数に等しい読み出し要求を並列に実行
できることになる。
は、構成ドライブ台数分に等しい。図１３では各論理ブ
ロックグループは、互いに異なるドライブに属する論理
ブロックからなる。したがって、先の論理ブロック割り
当て処理１５では、各論理ブロックグループ内の論理ブ
ロックをシーケンシャルなデータブロックに一つずつ割
り当てるので、こうして割り当てられた論理ブロック
は、全て異なるドライブに属することになる。したがっ
て、これらのシーケンシャルなデータブロックに対す
る、ドライブの総数に等しい読み出し要求を並列に実行
できることになる。
【００７７】＜実施例１の変形例＞
（１）割り当て候補論理ブロックリスト２４は、論理ブ
ロック割り当て処理１５において、検索範囲と検索順を
規定するために用いており、これらが他の方法で規定さ
れれば、割り当て候補論理ブロックリスト２４は必ずし
も必要としない。例えば、割り当て候補論理ブロックリ
ストを用いない場合、ステップ５４の次に割り当てる論
理ブロック決定のための比較において、直前に割り当て
た論理ブロックとの比較だけではなく、さらに前にさか
のぼって割り当てた論理ブロックとも比較すればよい。
ロック割り当て処理１５において、検索範囲と検索順を
規定するために用いており、これらが他の方法で規定さ
れれば、割り当て候補論理ブロックリスト２４は必ずし
も必要としない。例えば、割り当て候補論理ブロックリ
ストを用いない場合、ステップ５４の次に割り当てる論
理ブロック決定のための比較において、直前に割り当て
た論理ブロックとの比較だけではなく、さらに前にさか
のぼって割り当てた論理ブロックとも比較すればよい。
【００７８】（２）逆に、図６の割り当て候補論理ブロ
ックリスト作成時に、上述の理想的な並列処理数の条件
を追加し、この条件を満たすように論理ブロックの順番
を登録すれば、論理ブロック割り当て処理１５の各ステ
ップを省略して、この候補リストに従って順次論理ブロ
ックを割り当ててもよい。
ックリスト作成時に、上述の理想的な並列処理数の条件
を追加し、この条件を満たすように論理ブロックの順番
を登録すれば、論理ブロック割り当て処理１５の各ステ
ップを省略して、この候補リストに従って順次論理ブロ
ックを割り当ててもよい。
【００７９】すなわち、図１２の処理におけるステップ
６３に、図１１のステップ５４に相当する比較を追加す
る。本変形例は、ある与えられたリスト順に論理ブロッ
ク割り当てを行う点で、後に例示する実施例３と同様で
ある。異なる点は、未割り当て論理ブロックの管理方法
と、リスト（実施例３では論理ブロック割り当て順リス
ト）作成が、本変形例では書き込み要求を契機に行われ
る点である。
６３に、図１１のステップ５４に相当する比較を追加す
る。本変形例は、ある与えられたリスト順に論理ブロッ
ク割り当てを行う点で、後に例示する実施例３と同様で
ある。異なる点は、未割り当て論理ブロックの管理方法
と、リスト（実施例３では論理ブロック割り当て順リス
ト）作成が、本変形例では書き込み要求を契機に行われ
る点である。
【００８０】＜実施例２＞実施例１においては、シーケ
ンシャルなデータブロックに対する複数の書き込み要求
を最大限並列に実行可能にするような、論理ブロックの
割り当てを行なった。しかし、本実施例では、シーケン
シャルなデータブロックに対する複数の読み出し要求を
最大限並列に実行可能にするような、論理ブロックの割
り当てを行なう。
ンシャルなデータブロックに対する複数の書き込み要求
を最大限並列に実行可能にするような、論理ブロックの
割り当てを行なった。しかし、本実施例では、シーケン
シャルなデータブロックに対する複数の読み出し要求を
最大限並列に実行可能にするような、論理ブロックの割
り当てを行なう。
【００８１】読み出し要求を並列に実行できる数の最大
数は、論理グループ内のドライブの総数に等しい。した
がって、複数のシーケンシャルなデータブロックに対し
て、順次異なるドライブを割り当てて行けばよい。その
ためには、図１の処理１５において、図１１のステップ
５４での比較をデータドライブのみに関して行なえばよ
い。パリティドライブを比較の対象にする必要はない。
より具体的には、図１３の各割り当て候補論理ブロック
グループに属する論理ブロックを、順次シーケンシャル
なデータブロックに割り当てていけばよい。
数は、論理グループ内のドライブの総数に等しい。した
がって、複数のシーケンシャルなデータブロックに対し
て、順次異なるドライブを割り当てて行けばよい。その
ためには、図１の処理１５において、図１１のステップ
５４での比較をデータドライブのみに関して行なえばよ
い。パリティドライブを比較の対象にする必要はない。
より具体的には、図１３の各割り当て候補論理ブロック
グループに属する論理ブロックを、順次シーケンシャル
なデータブロックに割り当てていけばよい。
【００８２】＜実施例３＞実施例１で使用したＯＳは、
論理ブロックの割り当ての必要が生じた時点で、割り当
てるべき論理ブロックを決定していた。しかし、予め論
理ブロックを割り当てる順番を決めておき、論理ブロッ
クを割り当てる必要が生じたときに、この順番に従い、
順次論理ブロックを割り当てる変形ＯＳもある。本実施
例は、そのような変形ＯＳを使用する場合に適用され
る。
論理ブロックの割り当ての必要が生じた時点で、割り当
てるべき論理ブロックを決定していた。しかし、予め論
理ブロックを割り当てる順番を決めておき、論理ブロッ
クを割り当てる必要が生じたときに、この順番に従い、
順次論理ブロックを割り当てる変形ＯＳもある。本実施
例は、そのような変形ＯＳを使用する場合に適用され
る。
【００８３】本実施例では、このリストを作成する際
に、シーケンシャルな複数のファイルブロックに対し
て、それらのファイルブロックのデータの書き込みを要
求する書き込み要求がディスクアレイ上で許される最大
数まで並列に実行可能なように、未割り当て論理ブロッ
クの割り当て順序を予め決めておくところに特徴があ
る。
に、シーケンシャルな複数のファイルブロックに対し
て、それらのファイルブロックのデータの書き込みを要
求する書き込み要求がディスクアレイ上で許される最大
数まで並列に実行可能なように、未割り当て論理ブロッ
クの割り当て順序を予め決めておくところに特徴があ
る。
【００８４】図１４は、本実施例によるディスククアレ
イ２へのデータ書き込み処理の流れを示す。本実施例で
は、実施例１と同様に、割り当て候補論理ブロックグル
ープ群作成処理１９（図１２のステップ６２）におい
て、ディスクアレイ構成情報２３を使用して、割り当て
候補論理ブロックグループ２８（図１３）を決定する。
その後、実施例１と異なり、この割り当て候補論理ブロ
ックグループを参照して、次の処理２０にて論理ブロッ
ク割り当て順リスト２２Ａ（図１７）を作成する。さら
に、後に実行する論理ブロック割り当て処理１５Ａにお
いては、このリスト２２Ａの順に論理ブロックをファイ
ルブロックに割り当てる点で実施例１と異なる。
イ２へのデータ書き込み処理の流れを示す。本実施例で
は、実施例１と同様に、割り当て候補論理ブロックグル
ープ群作成処理１９（図１２のステップ６２）におい
て、ディスクアレイ構成情報２３を使用して、割り当て
候補論理ブロックグループ２８（図１３）を決定する。
その後、実施例１と異なり、この割り当て候補論理ブロ
ックグループを参照して、次の処理２０にて論理ブロッ
ク割り当て順リスト２２Ａ（図１７）を作成する。さら
に、後に実行する論理ブロック割り当て処理１５Ａにお
いては、このリスト２２Ａの順に論理ブロックをファイ
ルブロックに割り当てる点で実施例１と異なる。
【００８５】以下、論理ブロック割り当て順リスト２２
Ａを作成する処理の流れを図１５を用いて説明する。こ
の処理では、実施例１の論理ブロック割り当て処理１５
で行なった条件判定５４（図１１）と同じ判定を行なう
所が特徴である。
Ａを作成する処理の流れを図１５を用いて説明する。こ
の処理では、実施例１の論理ブロック割り当て処理１５
で行なった条件判定５４（図１１）と同じ判定を行なう
所が特徴である。
【００８６】ステップ７２で、直前に論理ブロック割り
当て順リストに登録した論理ブロックのドライブ番号Ｄ
０とパリティ格納ドライブ番号Ｐ０を取得する。ステッ
プ７３で、ある割り当て候補論理ブロックグループ内の
メンバである論理ブロック＃ｘのドライブ番号Ｄｘとパ
リティ格納ドライブ番号Ｐｘを取得する。ステップ７４
では、Ｄ０，Ｐ０，Ｄｘ，Ｐｘが全て異なるかどうかを
比較する。これが全て異なるならば、ステップ７５で、
論理ブロック＃ｘを次に論理ブロック割り当て順リスト
に登録する論理ブロックとする。ステップ７４で同じも
のが存在すれば、ステップ７８で割り当て候補論理ブロ
ックグループ内のメンバを全て検索したかを調べる。こ
の結果、検索が終了していなければ、ステップ７９によ
り、グループ内の次のメンバである論理ブロックを論理
ブロック＃ｘとして処理を続行する。検索が終了してい
れば、ステップ８０により、割り当て候補論理ブロック
グループ内で検索を開始したメンバを論理ブロック＃ｘ
として、論理ブロック割り当て順リストに登録する（ス
テップ７５）。ステップ７５の後、割り当て候補論理ブ
ロックグループのメンバが空であれば（ステップ７
６）、ステップ８１で次の割り当て候補論理ブロックグ
ループを取得する。
当て順リストに登録した論理ブロックのドライブ番号Ｄ
０とパリティ格納ドライブ番号Ｐ０を取得する。ステッ
プ７３で、ある割り当て候補論理ブロックグループ内の
メンバである論理ブロック＃ｘのドライブ番号Ｄｘとパ
リティ格納ドライブ番号Ｐｘを取得する。ステップ７４
では、Ｄ０，Ｐ０，Ｄｘ，Ｐｘが全て異なるかどうかを
比較する。これが全て異なるならば、ステップ７５で、
論理ブロック＃ｘを次に論理ブロック割り当て順リスト
に登録する論理ブロックとする。ステップ７４で同じも
のが存在すれば、ステップ７８で割り当て候補論理ブロ
ックグループ内のメンバを全て検索したかを調べる。こ
の結果、検索が終了していなければ、ステップ７９によ
り、グループ内の次のメンバである論理ブロックを論理
ブロック＃ｘとして処理を続行する。検索が終了してい
れば、ステップ８０により、割り当て候補論理ブロック
グループ内で検索を開始したメンバを論理ブロック＃ｘ
として、論理ブロック割り当て順リストに登録する（ス
テップ７５）。ステップ７５の後、割り当て候補論理ブ
ロックグループのメンバが空であれば（ステップ７
６）、ステップ８１で次の割り当て候補論理ブロックグ
ループを取得する。
【００８７】図１３のような割り当て候補論理ブロック
グループに対して実際に論理ブロック割り当て順リスト
２２Ａを作成した結果、図１７に示すものが得られる。
また、図１６は、この結果で決まる各論理ブロックの割
り当て順番９２を、各ブロック内に記載したものであ
る。ここで得られた順番は、実施例１で、データブロッ
ク＃Ｔ０、＃Ｔ１、、、の論理ブロックを割り当てたと
きの割り当て順番と一致している。
グループに対して実際に論理ブロック割り当て順リスト
２２Ａを作成した結果、図１７に示すものが得られる。
また、図１６は、この結果で決まる各論理ブロックの割
り当て順番９２を、各ブロック内に記載したものであ
る。ここで得られた順番は、実施例１で、データブロッ
ク＃Ｔ０、＃Ｔ１、、、の論理ブロックを割り当てたと
きの割り当て順番と一致している。
【００８８】この例では、論理ブロック割り当て処理１
５（図１）において論理ブロックの割り当てを行う場
合、この論理ブロック割り当て順リスト２２Ａを使用し
て論理ブロックの割り当てを行ない、割り当て候補リス
ト２４（図１）は使用しない。論理ブロック割り当て順
リスト２２Ａは、ファイルシステムを作成する時に作成
される。この例では、論理ブロックの割り当て要求毎に
論理ブロック割り当て順リストの先頭の論理ブロックか
ら順に割り当てられる。すなわち、論理ブロックの最初
の割り当て要求に対しては論理ブロック＃Ｌ０を割り当
てリストから削除、次の割り当て要求に対しては論理ブ
ロック＃Ｌ１０を割り当てリストから削除、というよう
に処理が行われる。いずれかの論理ブロックがファイル
データブロックに割り当てられたとき、その論理ブロッ
クはこのリスト２２Ａから削除され、後に、ファイルの
削除などによりその論理ブロックが解放されると、その
論理ブロックは論理ブロック割り当て順リスト２２Ａに
再度登録される。また、論理ブロック割り当ておよび解
放を繰り返すと、時間と共に割り当て順が上述の規則に
基づかなくなっていくことがある。このため、一定時間
経過後や未割り当て論理ブロック数の基準を設けて、論
理ブロック割り当て順リストの更新を行ってもよい。
５（図１）において論理ブロックの割り当てを行う場
合、この論理ブロック割り当て順リスト２２Ａを使用し
て論理ブロックの割り当てを行ない、割り当て候補リス
ト２４（図１）は使用しない。論理ブロック割り当て順
リスト２２Ａは、ファイルシステムを作成する時に作成
される。この例では、論理ブロックの割り当て要求毎に
論理ブロック割り当て順リストの先頭の論理ブロックか
ら順に割り当てられる。すなわち、論理ブロックの最初
の割り当て要求に対しては論理ブロック＃Ｌ０を割り当
てリストから削除、次の割り当て要求に対しては論理ブ
ロック＃Ｌ１０を割り当てリストから削除、というよう
に処理が行われる。いずれかの論理ブロックがファイル
データブロックに割り当てられたとき、その論理ブロッ
クはこのリスト２２Ａから削除され、後に、ファイルの
削除などによりその論理ブロックが解放されると、その
論理ブロックは論理ブロック割り当て順リスト２２Ａに
再度登録される。また、論理ブロック割り当ておよび解
放を繰り返すと、時間と共に割り当て順が上述の規則に
基づかなくなっていくことがある。このため、一定時間
経過後や未割り当て論理ブロック数の基準を設けて、論
理ブロック割り当て順リストの更新を行ってもよい。
【００８９】以上から明らかなように、本実施例でも、
実施例１と同様にシーケンシャルな複数のファイルブロ
ックへの論理ブロックの割り当てのときに、ディスクア
レイの構成を考慮して、それらのファイルブロックへの
複数の書き込み要求を並列に実行可能になる。本実施例
は実施例１に比べて処理が簡単である半面、論理ブロッ
クが解放されることが頻繁に起こる用途では、作成され
た論理ブロック割り当て順リストを更新する処理を要す
るという問題がある。
実施例１と同様にシーケンシャルな複数のファイルブロ
ックへの論理ブロックの割り当てのときに、ディスクア
レイの構成を考慮して、それらのファイルブロックへの
複数の書き込み要求を並列に実行可能になる。本実施例
は実施例１に比べて処理が簡単である半面、論理ブロッ
クが解放されることが頻繁に起こる用途では、作成され
た論理ブロック割り当て順リストを更新する処理を要す
るという問題がある。
【００９０】＜実施例３の変形例＞
（１）図１３の割り当て候補論理ブロックグループは、
論理ブロック割り当て順リスト作成処理２０において、
検索範囲の規定、およびステップ７４の効率化のために
用いており、これらが他の方法で実現されれば、割り当
て候補論理ブロックグループは必ずしも必要としない。
例えば、割り当て候補論理ブロックグループを用いない
場合、ステップ７４の次に割り当てる論理ブロック決定
のための比較において、直前に割り当てた論理ブロック
との比較だけではなく、さらに前にさかのぼって割り当
てた論理ブロックとも比較すればよい。このとき、ステ
ップ７４で、さかのぼって比較する論理ブロックの数
は、実施例１と同様に、ディスクアレイの構成ドライブ
数を基に決定することができる。すなわち、「理想的な
並列処理数−１」個前に割り当てた論理ブロックの格納
ドライブおよびパリティ格納ドライブの比較を行って、
次に割り当てる論理ブロックを決定する。
論理ブロック割り当て順リスト作成処理２０において、
検索範囲の規定、およびステップ７４の効率化のために
用いており、これらが他の方法で実現されれば、割り当
て候補論理ブロックグループは必ずしも必要としない。
例えば、割り当て候補論理ブロックグループを用いない
場合、ステップ７４の次に割り当てる論理ブロック決定
のための比較において、直前に割り当てた論理ブロック
との比較だけではなく、さらに前にさかのぼって割り当
てた論理ブロックとも比較すればよい。このとき、ステ
ップ７４で、さかのぼって比較する論理ブロックの数
は、実施例１と同様に、ディスクアレイの構成ドライブ
数を基に決定することができる。すなわち、「理想的な
並列処理数−１」個前に割り当てた論理ブロックの格納
ドライブおよびパリティ格納ドライブの比較を行って、
次に割り当てる論理ブロックを決定する。
【００９１】＜実施例４＞実施例３の論理ブロック割り
当て順リスト２２Ａ作成処理を利用して、図２２に示す
ような、論理ブロック配置の変換マップ２９を使用する
ことも出来る。すなわち、実施例３で論理ブロック割り
当て順リスト２２Ａを作成した後に、さらにこのリスト
から、このマップ２９を作成する。このマップは、図１
６に示された割り当て順９２と、図１７に示された論理
ブロック番号９３を対応付けることによって生成され
る。このマップは、論理ブロック割り当て処理１５によ
り論理的に連続に割り当てられた論理ブロック番号２４
１に対して、該割り当て順２４２になるように論理ブロ
ック番号を変換（再割り当て）することによって論理ブ
ロック番号で表される物理ブロック配置の変換を行なう
マップである。
当て順リスト２２Ａ作成処理を利用して、図２２に示す
ような、論理ブロック配置の変換マップ２９を使用する
ことも出来る。すなわち、実施例３で論理ブロック割り
当て順リスト２２Ａを作成した後に、さらにこのリスト
から、このマップ２９を作成する。このマップは、図１
６に示された割り当て順９２と、図１７に示された論理
ブロック番号９３を対応付けることによって生成され
る。このマップは、論理ブロック割り当て処理１５によ
り論理的に連続に割り当てられた論理ブロック番号２４
１に対して、該割り当て順２４２になるように論理ブロ
ック番号を変換（再割り当て）することによって論理ブ
ロック番号で表される物理ブロック配置の変換を行なう
マップである。
【００９２】さらに、本実施例での論理ブロック割り当
て処理は、実施例１、２あるいは３と異なり、論理ブロ
ック割り当て部と論理ブロック変換部から構成され、論
理ブロック割り当て部ではディスクアレイのドライブ構
成を意識せずに従来通りの方法で、ファイルブロックに
論理ブロックを一時的に割り当て、論理ブロック変換
（再割り当て）部で論理ブロック変換マップ２９を利用
してこの一時的に割り当てられた論理ブロックを変換す
る。
て処理は、実施例１、２あるいは３と異なり、論理ブロ
ック割り当て部と論理ブロック変換部から構成され、論
理ブロック割り当て部ではディスクアレイのドライブ構
成を意識せずに従来通りの方法で、ファイルブロックに
論理ブロックを一時的に割り当て、論理ブロック変換
（再割り当て）部で論理ブロック変換マップ２９を利用
してこの一時的に割り当てられた論理ブロックを変換す
る。
【００９３】図２２の例では、ＯＳ割り当て（図１の処
理１５）の論理ブロック番号２４１と再割り当て論理ブ
ロック番号２４２の組み合わせは、＃Ｌｉ０〜＃Ｌｉ１
９までの２０通り分の組み合わせでで、機械的な変換が
可能である。例えば、ＯＳ割り当ての論理ブロック番号
をｘとした場合、ｘを２０で除した剰余（ｘ％２０）を
求めて、この剰余を論理ブロック変換マップにより再割
り当て論理ブロック番号をｙと変換でき、ｙ＋ｘ−（ｘ
％２０）の計算により、全てのパターンの変換が可能で
ある。つまり、この例では、この２０エントリの変換マ
ップさえ持っていれば、論理ブロック番号変換を実現す
ることが可能であるため、必ずしも、全論理ブロック番
号についての変換マップは必要としない。
理１５）の論理ブロック番号２４１と再割り当て論理ブ
ロック番号２４２の組み合わせは、＃Ｌｉ０〜＃Ｌｉ１
９までの２０通り分の組み合わせでで、機械的な変換が
可能である。例えば、ＯＳ割り当ての論理ブロック番号
をｘとした場合、ｘを２０で除した剰余（ｘ％２０）を
求めて、この剰余を論理ブロック変換マップにより再割
り当て論理ブロック番号をｙと変換でき、ｙ＋ｘ−（ｘ
％２０）の計算により、全てのパターンの変換が可能で
ある。つまり、この例では、この２０エントリの変換マ
ップさえ持っていれば、論理ブロック番号変換を実現す
ることが可能であるため、必ずしも、全論理ブロック番
号についての変換マップは必要としない。
【００９４】＜実施例４の変形例＞
（１）実施例４では、静的な変換マップを使用したが、
この変換マップは、図１１に示した処理によって、論理
ブロック割り当て毎に動的に構成することも可能であ
る。この場合は図１１のステップ５５で論理ブロックを
割り当てるのではなく、変換マップに登録することにな
る。この処理は、後で図２１を用いて説明するの実施例
と同様である。
この変換マップは、図１１に示した処理によって、論理
ブロック割り当て毎に動的に構成することも可能であ
る。この場合は図１１のステップ５５で論理ブロックを
割り当てるのではなく、変換マップに登録することにな
る。この処理は、後で図２１を用いて説明するの実施例
と同様である。
【００９５】本変形例によれば、オペレーティングシス
テムの論理ブロック割り当て処理は従来のままで、実施
例１または２と同じように、読み出し／書き込みの並列
処理数を増大することが出来る。
テムの論理ブロック割り当て処理は従来のままで、実施
例１または２と同じように、読み出し／書き込みの並列
処理数を増大することが出来る。
【００９６】＜実施例５＞図１８を用いて本実施例によ
る処理の全体を示す。実施例４およびその変形例では、
処理１５の論理ブロック割り当て処理は、論理ブロック
割り当て部と論理ブロック変換部から構成されていた。
この論理ブロック変換部を処理１７のディスクへの書き
込み処理で行うことが本実施例の特徴である。
る処理の全体を示す。実施例４およびその変形例では、
処理１５の論理ブロック割り当て処理は、論理ブロック
割り当て部と論理ブロック変換部から構成されていた。
この論理ブロック変換部を処理１７のディスクへの書き
込み処理で行うことが本実施例の特徴である。
【００９７】つまり、本実施例は、実施例１または２ま
たは３または４と異なり、論理ブロック割り当て処理１
５Ｃでは、ディスクアレイの構造を考慮することなく、
従来の方法で、シーケンシャルな複数のファイルブロッ
クの書き込み要求に対して論理ブロックを割り当て（Ｏ
Ｓ割り当て）、ディスクへの書き込み処理１７Ｃにおい
て、それらのファイルブロックのデータブロックをＯＳ
の管理するバッファキャッシュに書き込んだ後、これら
のデータブロックに対する書き込み要求をディスクアレ
イに転送する前に、この割り当てられた論理ブロック
を、ディスクアレイの構造を考慮して変換（再割り当
て）する。
たは３または４と異なり、論理ブロック割り当て処理１
５Ｃでは、ディスクアレイの構造を考慮することなく、
従来の方法で、シーケンシャルな複数のファイルブロッ
クの書き込み要求に対して論理ブロックを割り当て（Ｏ
Ｓ割り当て）、ディスクへの書き込み処理１７Ｃにおい
て、それらのファイルブロックのデータブロックをＯＳ
の管理するバッファキャッシュに書き込んだ後、これら
のデータブロックに対する書き込み要求をディスクアレ
イに転送する前に、この割り当てられた論理ブロック
を、ディスクアレイの構造を考慮して変換（再割り当
て）する。
【００９８】本実施例は、論理ブロック割り当て処理１
５Ｃで、入出力デバイスとしてのディスクアレイの物理
構成を意識する必要がなく、このため処理１５Ｃを本発
明のために変更する必要がない点で実施例１〜４より優
れている。つまり、ＯＳ３におけるファイル入出力処理
の上位である処理１５Ｃでは、デバイスの種類によらず
全く同じ処理を行えばよい。一般的にデバイスの種類に
対応して用意される処理１７Ｃのみにおいて、ディスク
アレイの物理構成を意識すればよいという従来のソフト
ウェア構造と同様にすることができる。
５Ｃで、入出力デバイスとしてのディスクアレイの物理
構成を意識する必要がなく、このため処理１５Ｃを本発
明のために変更する必要がない点で実施例１〜４より優
れている。つまり、ＯＳ３におけるファイル入出力処理
の上位である処理１５Ｃでは、デバイスの種類によらず
全く同じ処理を行えばよい。一般的にデバイスの種類に
対応して用意される処理１７Ｃのみにおいて、ディスク
アレイの物理構成を意識すればよいという従来のソフト
ウェア構造と同様にすることができる。
【００９９】図１８において、ファイルブロックに対し
て新しい論理ブロックを割り当てる必要がある書き込み
要求に対しては、論理ブロック割り当て処理１５Ｃが、
未割り当て論理ブロック情報２２内の適切な未割り当て
論理ブロックを選択し、論理ブロックを新たに割り当て
る。その後、処理１６によりバッファキャッシュへデー
タブロックを書き込んだ後、処理１７Ｃで、ディスクア
レイ構成情報２３、論理ブロック変換マップ２９、割り
当て候補論理ブロックグループテーブル２８を使用し
て、該論理ブロックの配置を変換する。ここで、配置が
変換される前の論理ブロック番号をＯＳ割り当て論理ブ
ロック番号、変換後の論理ブロック番号を再割り当て論
理ブロック番号とする。つまり、ＯＳ割り当て論理ブロ
ック番号は、処理１４でｉノードを使って、ファイルブ
ロック番号と対応する論理ブロック番号であり、再割り
当て論理ブロック番号は、ディスクアレイ２上の各ドラ
イブの物理ブロック配置と直接対応する論理ブロック番
号である。
て新しい論理ブロックを割り当てる必要がある書き込み
要求に対しては、論理ブロック割り当て処理１５Ｃが、
未割り当て論理ブロック情報２２内の適切な未割り当て
論理ブロックを選択し、論理ブロックを新たに割り当て
る。その後、処理１６によりバッファキャッシュへデー
タブロックを書き込んだ後、処理１７Ｃで、ディスクア
レイ構成情報２３、論理ブロック変換マップ２９、割り
当て候補論理ブロックグループテーブル２８を使用し
て、該論理ブロックの配置を変換する。ここで、配置が
変換される前の論理ブロック番号をＯＳ割り当て論理ブ
ロック番号、変換後の論理ブロック番号を再割り当て論
理ブロック番号とする。つまり、ＯＳ割り当て論理ブロ
ック番号は、処理１４でｉノードを使って、ファイルブ
ロック番号と対応する論理ブロック番号であり、再割り
当て論理ブロック番号は、ディスクアレイ２上の各ドラ
イブの物理ブロック配置と直接対応する論理ブロック番
号である。
【０１００】この割り当てで使用される割り当て候補論
理ブロックグループテーブル２８は、処理１９におい
て、予め生成される。
理ブロックグループテーブル２８は、処理１９におい
て、予め生成される。
【０１０１】図２０は割り当て候補論理ブロックグルー
プテーブル２８の例である。割り当て候補論理ブロック
グループテーブルは、ＯＳ割り当て論理ブロック番号の
項目２３４と、割り当て候補論理ブロックグループ番号
の項目２３５と、再割り当て論理ブロック番号の項目２
３６から構成する。あるＯＳ割り当て論理ブロック番号
に対して、それが属する割り当て候補論理ブロックグル
ープと再割り当て論理ブロック番号を示すテーブルであ
る。上記割り当て候補論理ブロックグループテーブル２
８を作成するための処理１９を図１９を用いて説明す
る。ステップ２３１は、ＯＳ割り当て論理ブロックの配
置位置を決定するために検索する範囲を決定する、割り
当て候補論理ブロックグループのメンバ数を決定する処
理である。本実施例では、メンバ数をディスクアレイの
構成ドライブ数としているが、更に検索範囲を広げても
よい。次にステップ２３２により、ステップ２３１にお
いて決定したメンバ数の割り当て候補論理ブロックを決
定する。
プテーブル２８の例である。割り当て候補論理ブロック
グループテーブルは、ＯＳ割り当て論理ブロック番号の
項目２３４と、割り当て候補論理ブロックグループ番号
の項目２３５と、再割り当て論理ブロック番号の項目２
３６から構成する。あるＯＳ割り当て論理ブロック番号
に対して、それが属する割り当て候補論理ブロックグル
ープと再割り当て論理ブロック番号を示すテーブルであ
る。上記割り当て候補論理ブロックグループテーブル２
８を作成するための処理１９を図１９を用いて説明す
る。ステップ２３１は、ＯＳ割り当て論理ブロックの配
置位置を決定するために検索する範囲を決定する、割り
当て候補論理ブロックグループのメンバ数を決定する処
理である。本実施例では、メンバ数をディスクアレイの
構成ドライブ数としているが、更に検索範囲を広げても
よい。次にステップ２３２により、ステップ２３１にお
いて決定したメンバ数の割り当て候補論理ブロックを決
定する。
【０１０２】本実施例では、図１３に例示するの割り当
て候補論理ブロックグループ＃Ｃ０〜＃Ｃ３のように、
ＲＡＩＤ５でパリティ格納ドライブと平行するように割
り当て候補論理ブロックグループの選出を行っている。
もちろん、他の方法によって割り当て候補論理ブロック
グループを選出しても構わない。
て候補論理ブロックグループ＃Ｃ０〜＃Ｃ３のように、
ＲＡＩＤ５でパリティ格納ドライブと平行するように割
り当て候補論理ブロックグループの選出を行っている。
もちろん、他の方法によって割り当て候補論理ブロック
グループを選出しても構わない。
【０１０３】割り当て候補論理ブロックテーブルの意義
としては、処理１５Ｃで割り当てられた、ＯＳ割り当て
論理ブロック番号を割り当てられたデータブロックに対
して、ディスクアレイ上であまりに物理的に離れた位置
に再割り当て論理ブロック番号の領域を割り当てること
を防ぐ役割も持っている。図２０の例で言うとＯＳ割り
当て論理ブロック番号として＃Ｌｉ０を与えられた場
合、再割り当てされる論理ブロック番号は、＃Ｌｄ０、
＃Ｌｄ７、＃Ｌｄ１０、＃Ｌｄ１３、＃Ｌｄ１６に制限
される。もちろん、他の方法によってあまりに物理的に
離れた位置に再割り当て論理ブロック番号の領域を割り
当てることを防いでもよい。
としては、処理１５Ｃで割り当てられた、ＯＳ割り当て
論理ブロック番号を割り当てられたデータブロックに対
して、ディスクアレイ上であまりに物理的に離れた位置
に再割り当て論理ブロック番号の領域を割り当てること
を防ぐ役割も持っている。図２０の例で言うとＯＳ割り
当て論理ブロック番号として＃Ｌｉ０を与えられた場
合、再割り当てされる論理ブロック番号は、＃Ｌｄ０、
＃Ｌｄ７、＃Ｌｄ１０、＃Ｌｄ１３、＃Ｌｄ１６に制限
される。もちろん、他の方法によってあまりに物理的に
離れた位置に再割り当て論理ブロック番号の領域を割り
当てることを防いでもよい。
【０１０４】また、すでにいくつかの論理ブロックが割
り当てられている場合の割り当て候補論理ブロックグル
ープについては、パリティグループの境界を優先した形
で作成しても、グループのメンバ数を一定にすることを
優先した形で作成してもよい。具体的に言うと、例えば
＃Ｃ０において、＃Ｌ１が既に割り当てられていた場
合、パリティグループ境界優先では＃Ｃ０のメンバは、
＃Ｌ７、＃Ｌ１０、＃Ｌ１３、＃Ｌ１６となり、メンバ
数優先では＃Ｃ０のメンバは、＃Ｌ７、＃Ｌ１０、＃Ｌ
１３、＃Ｌ１６、＃Ｌ２０となる。
り当てられている場合の割り当て候補論理ブロックグル
ープについては、パリティグループの境界を優先した形
で作成しても、グループのメンバ数を一定にすることを
優先した形で作成してもよい。具体的に言うと、例えば
＃Ｃ０において、＃Ｌ１が既に割り当てられていた場
合、パリティグループ境界優先では＃Ｃ０のメンバは、
＃Ｌ７、＃Ｌ１０、＃Ｌ１３、＃Ｌ１６となり、メンバ
数優先では＃Ｃ０のメンバは、＃Ｌ７、＃Ｌ１０、＃Ｌ
１３、＃Ｌ１６、＃Ｌ２０となる。
【０１０５】図２２は、論理ブロック変換マップの例で
ある。論理ブロック変換マップはＯＳ割り当て論理ブロ
ック番号２４１と再割り当て論理ブロック番号２４２を
対応付けている。本実施例では、ディスクアレイの処理
状況に応じて対応付けを変化するようにこの論理ブロッ
ク変換マップを動的に作成する。動的マップは、処理自
体のステップ数は増えるが、要求毎にマッピングを行う
ため、割り当ての最適化が可能であるという特徴を有す
る。
ある。論理ブロック変換マップはＯＳ割り当て論理ブロ
ック番号２４１と再割り当て論理ブロック番号２４２を
対応付けている。本実施例では、ディスクアレイの処理
状況に応じて対応付けを変化するようにこの論理ブロッ
ク変換マップを動的に作成する。動的マップは、処理自
体のステップ数は増えるが、要求毎にマッピングを行う
ため、割り当ての最適化が可能であるという特徴を有す
る。
【０１０６】以下、このマップを作成する方法を図２１
を用いて説明する。あるＯＳ割り当て論理ブロックの配
置位置は、上記ＯＳ割り当て論理ブロックが属する割り
当て候補論理ブロックグループ内の再割り当て論理ブロ
ックから以下のようにして選択され、決定される。
を用いて説明する。あるＯＳ割り当て論理ブロックの配
置位置は、上記ＯＳ割り当て論理ブロックが属する割り
当て候補論理ブロックグループ内の再割り当て論理ブロ
ックから以下のようにして選択され、決定される。
【０１０７】図２１において、ステップ２５１では、図
２０に例示した割り当て候補論理ブロックグループテー
ブルを用いて、ＯＳ割り当て論理ブロック番号からその
ＯＳ割り当て論理ブロックの属する割り当て候補論理ブ
ロックグループ番号と再割り当て論理ブロック番号を取
得する。ステップ２５２では、該割り当て候補論理ブロ
ックグループ内に、未再割り当ての論理ブロック番号が
複数あるかどうかを、論理ブロック変換マップを参照し
て調べる。ひとつだけならば、無条件で上記のＯＳ割り
当て論理ブロックに対して、その再割り当て論理ブロッ
クを対応させる（ステップ２５６）。複数あれば（ステ
ップ２５２）、ステップ２５３で、直前に対応付けた再
割り当て論理ブロック番号から、その物理ブロックのデ
ータ格納ドライブ番号とパリティ格納ドライブ番号を取
得する。ステップ２５４では、こうして取得したドライ
ブ番号と、該割り当て候補論理ブロックグループ内の再
割り当て論理ブロックのドライブ番号およびパリティの
ドライブ番号の比較から、ＯＳ割り当て論理ブロックと
再割り当て論理ブロックを対応付ける。このときの処理
は、図１１のステップ５３〜５４、５８〜６０に示した
ように、それぞれドライブ番号が異なる再割り当て論理
ブロック番号を選択し、条件を満たすものがなければ、
割り当て候補論理ブロックグループ内から適切な再割り
当て論理ブロック番号を選択するものである。対応付け
の結果をステップ２５５で論理ブロック変換マップに登
録する。
２０に例示した割り当て候補論理ブロックグループテー
ブルを用いて、ＯＳ割り当て論理ブロック番号からその
ＯＳ割り当て論理ブロックの属する割り当て候補論理ブ
ロックグループ番号と再割り当て論理ブロック番号を取
得する。ステップ２５２では、該割り当て候補論理ブロ
ックグループ内に、未再割り当ての論理ブロック番号が
複数あるかどうかを、論理ブロック変換マップを参照し
て調べる。ひとつだけならば、無条件で上記のＯＳ割り
当て論理ブロックに対して、その再割り当て論理ブロッ
クを対応させる（ステップ２５６）。複数あれば（ステ
ップ２５２）、ステップ２５３で、直前に対応付けた再
割り当て論理ブロック番号から、その物理ブロックのデ
ータ格納ドライブ番号とパリティ格納ドライブ番号を取
得する。ステップ２５４では、こうして取得したドライ
ブ番号と、該割り当て候補論理ブロックグループ内の再
割り当て論理ブロックのドライブ番号およびパリティの
ドライブ番号の比較から、ＯＳ割り当て論理ブロックと
再割り当て論理ブロックを対応付ける。このときの処理
は、図１１のステップ５３〜５４、５８〜６０に示した
ように、それぞれドライブ番号が異なる再割り当て論理
ブロック番号を選択し、条件を満たすものがなければ、
割り当て候補論理ブロックグループ内から適切な再割り
当て論理ブロック番号を選択するものである。対応付け
の結果をステップ２５５で論理ブロック変換マップに登
録する。
【０１０８】処理１５Ｃで割り当てられたＯＳ割り当て
論理ブロックに対して、このように動的に論理ブロック
番号を再割り当てすることにより、各ドライブに対する
論理ブロック割り当てを伴う書き込み要求をなるべく均
一にすることができる。
論理ブロックに対して、このように動的に論理ブロック
番号を再割り当てすることにより、各ドライブに対する
論理ブロック割り当てを伴う書き込み要求をなるべく均
一にすることができる。
【０１０９】＜実施例５の変形例＞
（１）また、論理ブロック変換マップは、予め静的に構
成しておくことも可能である。これは実施例３で論理ブ
ロック割り当て順リスト２２Ａを作成した後に、さらに
このリストから、この論理ブロック変換マップを作成し
た処理と同じように作成する。このマップは、図１６に
示された割り当て順９２と、図１７に示された論理ブロ
ック番号９３を対応付けることによって生成される。
成しておくことも可能である。これは実施例３で論理ブ
ロック割り当て順リスト２２Ａを作成した後に、さらに
このリストから、この論理ブロック変換マップを作成し
た処理と同じように作成する。このマップは、図１６に
示された割り当て順９２と、図１７に示された論理ブロ
ック番号９３を対応付けることによって生成される。
【０１１０】図２２の例では、ＯＳ割り当て論理ブロッ
ク番号２４１と再割り当て論理ブロック番号２４２との
組み合わせは、＃Ｌｉ０〜＃Ｌｉ１９までの２０通り分
の組み合わせであり、この組み合わせは機械的に変換可
能であることは実施例３で示したのと同様である。
ク番号２４１と再割り当て論理ブロック番号２４２との
組み合わせは、＃Ｌｉ０〜＃Ｌｉ１９までの２０通り分
の組み合わせであり、この組み合わせは機械的に変換可
能であることは実施例３で示したのと同様である。
【０１１１】＜実施例６＞本実施例では、実施例５と同
様に、論理ブロック割り当てを伴う書き込み要求をなる
べく均一にするように、論理ブロックの割り当てを制御
するが、実施例５と異なり、本実施例では、この制御を
ディスクコントローラで行なう。
様に、論理ブロック割り当てを伴う書き込み要求をなる
べく均一にするように、論理ブロックの割り当てを制御
するが、実施例５と異なり、本実施例では、この制御を
ディスクコントローラで行なう。
【０１１２】図２３は、本実施例での処理の全体を示
す。図２４は、この処理を実行する装置を示す。
す。図２４は、この処理を実行する装置を示す。
【０１１３】図１８に示した実施例５では、割り当てら
れた論理ブロックの配置の変換をディスクへの書き込み
処理１７Ｃで行なっていたが、本実施例では、ディスク
アレイ２Ａを構成するドライブ４の並列動作数が向上す
るように、ディスクアレイ２Ａ内のディスクコントロー
ラ５Ａにおいて、この処理を行う。つまり、図２３の処
理１７Ｄにおいて論理ブロック変換マップ２９を使っ
て、ホストで割り当てられたＯＳ割り当て論理ブロック
番号を再割り当て論理ブロック番号に変換する。
れた論理ブロックの配置の変換をディスクへの書き込み
処理１７Ｃで行なっていたが、本実施例では、ディスク
アレイ２Ａを構成するドライブ４の並列動作数が向上す
るように、ディスクアレイ２Ａ内のディスクコントロー
ラ５Ａにおいて、この処理を行う。つまり、図２３の処
理１７Ｄにおいて論理ブロック変換マップ２９を使っ
て、ホストで割り当てられたＯＳ割り当て論理ブロック
番号を再割り当て論理ブロック番号に変換する。
【０１１４】本実施例でも、図１８の実施例５と同様
に、論理ブロックの変換は、ディスクアレイ構成情報２
３、論理ブロック変換マップ２９、割り当て候補論理ブ
ロックテーブル２８を使用して行なう。図１８の実施例
でも述べたように、配置が変換される前の論理ブロック
番号をＯＳの割り当てた論理ブロック番号、再割り当て
（変換）した論理ブロック番号を再割り当て論理ブロッ
ク番号とする。ＯＳ割り当て論理ブロック番号は、処理
１４でｉノードを使って、ファイルブロック番号と対応
付けられる論理ブロック番号であり、再割り当て論理ブ
ロック番号は、ディスクアレイ２上の各ドライブの論理
ブロック番号と対応する論理ブロックを示す。
に、論理ブロックの変換は、ディスクアレイ構成情報２
３、論理ブロック変換マップ２９、割り当て候補論理ブ
ロックテーブル２８を使用して行なう。図１８の実施例
でも述べたように、配置が変換される前の論理ブロック
番号をＯＳの割り当てた論理ブロック番号、再割り当て
（変換）した論理ブロック番号を再割り当て論理ブロッ
ク番号とする。ＯＳ割り当て論理ブロック番号は、処理
１４でｉノードを使って、ファイルブロック番号と対応
付けられる論理ブロック番号であり、再割り当て論理ブ
ロック番号は、ディスクアレイ２上の各ドライブの論理
ブロック番号と対応する論理ブロックを示す。
【０１１５】図２４に示すように、各種テーブルやディ
スクアレイ制御プログラムを格納するメモリ４１４に
は、論理ブロック変換マップ２９、ディスクアレイ構成
情報２３、論理／物理ブロック番号変換テーブル２７、
割り当て候補論理ブロックグループテーブル２８が保持
される。
スクアレイ制御プログラムを格納するメモリ４１４に
は、論理ブロック変換マップ２９、ディスクアレイ構成
情報２３、論理／物理ブロック番号変換テーブル２７、
割り当て候補論理ブロックグループテーブル２８が保持
される。
【０１１６】図２３において、ＯＳ３のディスクアレイ
２Ａへ書き込むべきファイルブロックに対して新しい論
理ブロックを割り当てる必要がある場合、論理ブロック
割り当て処理１５Ｄが、未割り当て論理ブロック情報２
２内の適切な未割り当て論理ブロックを選択し、ＯＳ割
り当て論理ブロックとして新たに割り当てる。このと
き、ＯＳにおいては、これがＯＳ割り当て論理ブロック
と意識する必要はなく、従来通りの論理ブロック割り当
てと全く一緒の処理である。
２Ａへ書き込むべきファイルブロックに対して新しい論
理ブロックを割り当てる必要がある場合、論理ブロック
割り当て処理１５Ｄが、未割り当て論理ブロック情報２
２内の適切な未割り当て論理ブロックを選択し、ＯＳ割
り当て論理ブロックとして新たに割り当てる。このと
き、ＯＳにおいては、これがＯＳ割り当て論理ブロック
と意識する必要はなく、従来通りの論理ブロック割り当
てと全く一緒の処理である。
【０１１７】ディスクアレイ２Ａに対する書き込みは、
ＯＳ割り当て論理ブロック指定により行なわれる。ディ
スクアレイ２Ａでは、ホストからのＯＳ割り当て論理ブ
ロックに対する書き込み要求をディスクコントローラ５
Ａが受け取る。ディスクコントローラ５Ａでは、このＯ
Ｓ割り当て論理ブロック番号を、論理ブロック変換マッ
プ２９を使って、再割り当て論理ブロック番号へ変換す
る。さらに、ディスクコントローラ５Ａでは、論理／物
理ブロック変換テーブル２７により、再割り当てされた
論理ブロック番号を、ディスクアレイ２Ａを構成する単
体ドライブ４の物理的なアドレスである物理ブロック番
号に変換する。論理／物理ブロック変換テーブル２７の
例は図８に示したもの、論理ブロック変換マップ２９の
例は、図２２で示したものと同様なものを使用すればよ
い。論理ブロック再割り当て処理１７Ｄは、図１８の実
施例の説明で示した処理１７Ｃ（図２１）と同様であ
る。
ＯＳ割り当て論理ブロック指定により行なわれる。ディ
スクアレイ２Ａでは、ホストからのＯＳ割り当て論理ブ
ロックに対する書き込み要求をディスクコントローラ５
Ａが受け取る。ディスクコントローラ５Ａでは、このＯ
Ｓ割り当て論理ブロック番号を、論理ブロック変換マッ
プ２９を使って、再割り当て論理ブロック番号へ変換す
る。さらに、ディスクコントローラ５Ａでは、論理／物
理ブロック変換テーブル２７により、再割り当てされた
論理ブロック番号を、ディスクアレイ２Ａを構成する単
体ドライブ４の物理的なアドレスである物理ブロック番
号に変換する。論理／物理ブロック変換テーブル２７の
例は図８に示したもの、論理ブロック変換マップ２９の
例は、図２２で示したものと同様なものを使用すればよ
い。論理ブロック再割り当て処理１７Ｄは、図１８の実
施例の説明で示した処理１７Ｃ（図２１）と同様であ
る。
【０１１８】本実施例では、ＯＳ割り当て論理ブロック
と再割り当て論理ブロックの変換と、再割り当て論理ブ
ロックと物理ブロックの変換は、両者ともディスクコン
トローラ５Ａで行なう。このため、論理／物理ブロック
変換テーブル２７の項目のなかに、論理ブロック変換マ
ップ２９の機能を持たせることも可能である。この論理
／物理ブロック変換テーブル２７の例を図２６に示す。
論理／物理ブロック変換テーブル２７は、ドライブ内物
理ブロック番号カラム２４１、ドライブ情報２４２、論
理ブロック番号テーブル２４４から構成される。ドライ
ブ内物理ブロック番号カラム２４１は、単体ドライブ内
のデータブロックまたはパリティが格納されるアドレス
である、ドライブ内物理ブロック番号を表している。ド
ライブ情報２４２は、ディスクアレイを構成するドライ
ブの番号を示す。このテーブル２７は、ディスクアレイ
のディスクコントローラ内において、ホストから指定さ
れたＯＳ割り当て論理ブロック番号を、再割り当て論理
ブロック番号に変換し、さらにドライブ番号とドライブ
内物理ブロック番号に変換するのに用いられる。
と再割り当て論理ブロックの変換と、再割り当て論理ブ
ロックと物理ブロックの変換は、両者ともディスクコン
トローラ５Ａで行なう。このため、論理／物理ブロック
変換テーブル２７の項目のなかに、論理ブロック変換マ
ップ２９の機能を持たせることも可能である。この論理
／物理ブロック変換テーブル２７の例を図２６に示す。
論理／物理ブロック変換テーブル２７は、ドライブ内物
理ブロック番号カラム２４１、ドライブ情報２４２、論
理ブロック番号テーブル２４４から構成される。ドライ
ブ内物理ブロック番号カラム２４１は、単体ドライブ内
のデータブロックまたはパリティが格納されるアドレス
である、ドライブ内物理ブロック番号を表している。ド
ライブ情報２４２は、ディスクアレイを構成するドライ
ブの番号を示す。このテーブル２７は、ディスクアレイ
のディスクコントローラ内において、ホストから指定さ
れたＯＳ割り当て論理ブロック番号を、再割り当て論理
ブロック番号に変換し、さらにドライブ番号とドライブ
内物理ブロック番号に変換するのに用いられる。
【０１１９】ホストから指定されたＯＳ割り当て論理ブ
ロック番号は、論理ブロック番号テーブル２４４のエン
トリを調べ、そのエントリの内容である再割り当て論理
ブロック番号２４５を取得する。該再割り当て論理ブロ
ック番号により論理ブロック番号テーブル２４４のエン
トリを調べ、ドライブ内物理ブロック番号カラム２４１
とドライブ情報２４２を取得して、ドライブ番号とドラ
イブ内の物理ブロックを得ることができる。例えば、図
２６では、ホストからＯＳ割り当て論理ブロック番号＃
２への書き込み要求を受けた場合、論理ブロック番号テ
ーブル２４４のエントリである論理ブロック＃Ｌ２の内
容２４５を調べて、再割り当て論理ブロック番号＃Ｌｄ
１６を得る。この論理ブロック番号＃Ｌｄ１６のドライ
ブ内物理ブロック番号カラム２４１とドライブ情報２４
２を調べ、ドライブ番号＃Ｄ１とドライブ内物理ブロッ
ク番号＃Ｙ４を得ることができる。
ロック番号は、論理ブロック番号テーブル２４４のエン
トリを調べ、そのエントリの内容である再割り当て論理
ブロック番号２４５を取得する。該再割り当て論理ブロ
ック番号により論理ブロック番号テーブル２４４のエン
トリを調べ、ドライブ内物理ブロック番号カラム２４１
とドライブ情報２４２を取得して、ドライブ番号とドラ
イブ内の物理ブロックを得ることができる。例えば、図
２６では、ホストからＯＳ割り当て論理ブロック番号＃
２への書き込み要求を受けた場合、論理ブロック番号テ
ーブル２４４のエントリである論理ブロック＃Ｌ２の内
容２４５を調べて、再割り当て論理ブロック番号＃Ｌｄ
１６を得る。この論理ブロック番号＃Ｌｄ１６のドライ
ブ内物理ブロック番号カラム２４１とドライブ情報２４
２を調べ、ドライブ番号＃Ｄ１とドライブ内物理ブロッ
ク番号＃Ｙ４を得ることができる。
【０１２０】以上の方法により、本実施例でも、各ドラ
イブに対する論理ブロック割り当てを伴う書き込み要求
をなるべく均一にすることができる。
イブに対する論理ブロック割り当てを伴う書き込み要求
をなるべく均一にすることができる。
【０１２１】＜実施例６の変形例＞
（１）また、実施例５の変形例でも示したように、論理
ブロック変換マップは、予め静的に構成しておくことも
可能である。これは実施例３で論理ブロック割り当て順
リスト２２Ａを作成した後に、さらにこのリストから、
この論理ブロック変換マップを作成した処理と同じよう
に作成する。このマップは、図１６に示された割り当て
順９２と、図１７に示された論理ブロック番号９３を対
応付けることによって生成される。
ブロック変換マップは、予め静的に構成しておくことも
可能である。これは実施例３で論理ブロック割り当て順
リスト２２Ａを作成した後に、さらにこのリストから、
この論理ブロック変換マップを作成した処理と同じよう
に作成する。このマップは、図１６に示された割り当て
順９２と、図１７に示された論理ブロック番号９３を対
応付けることによって生成される。
【０１２２】図２２の例では、ＯＳ割り当て論理ブロッ
ク番号２４１と再割り当て論理ブロック番号２４２の組
み合わせは、＃Ｌｉ０〜＃Ｌｉ１９までの２０通り分の
組み合わせであり、機械的な変換が可能であるのは実施
例３で示したことと同様である。
ク番号２４１と再割り当て論理ブロック番号２４２の組
み合わせは、＃Ｌｉ０〜＃Ｌｉ１９までの２０通り分の
組み合わせであり、機械的な変換が可能であるのは実施
例３で示したことと同様である。
【０１２３】＜実施例７＞本実施例では、シーケンシャ
ルな複数のデータブロックを、それらに対する旧パリテ
ィを読み出すことなく、かつ、ドライブの総数に等しい
数のデータブロックを並列に読み出せるように、書込む
ことを可能にする。
ルな複数のデータブロックを、それらに対する旧パリテ
ィを読み出すことなく、かつ、ドライブの総数に等しい
数のデータブロックを並列に読み出せるように、書込む
ことを可能にする。
【０１２４】すなわち、それらのデータブロックへの論
理ブロックの割り当てのときには、それらのデータブロ
ックを一つのパリティグループに属するデータブロック
群に分け、各データブロック群の複数のデータブロッ
ク、例えば、＃Ｔ０から＃Ｔ３が同一のパリティグルー
プに属するように、そのデータブロック群に異なるドラ
イブに属する一群の論理ブロック番号と対応する物理ブ
ロック、例えば、図２９の論理ブロック番号＃Ｌ０から
＃Ｌ３の物理ブロック（物理ブロック（＃Ｌ０）から
（＃Ｌ３））をまとめて割り当て、それらのデータブロ
ックの書込みを行う。ディスクアレイでは、そのデータ
ブロック群の複数のデータブロック＃Ｔ０から＃Ｔ３か
らそれらのデータブロックに対するパリティを生成し、
それらのデータブロック＃Ｔ０から＃Ｔ３と生成したパ
リティとを、複数のドライブ＃Ｄ０から＃Ｄ４に並行し
て書込む。図３０参照。ＲＡＩＤ５のディスクアレイで
は、個々のデータブロックを他と独立に書込む場合に
は、一般に旧パリティを読み出す必要があるが、パリテ
ィグループ分のデータのブロックがディスクコントロー
ラに存在するため、この旧パリティの読み出しを不要に
することができる。
理ブロックの割り当てのときには、それらのデータブロ
ックを一つのパリティグループに属するデータブロック
群に分け、各データブロック群の複数のデータブロッ
ク、例えば、＃Ｔ０から＃Ｔ３が同一のパリティグルー
プに属するように、そのデータブロック群に異なるドラ
イブに属する一群の論理ブロック番号と対応する物理ブ
ロック、例えば、図２９の論理ブロック番号＃Ｌ０から
＃Ｌ３の物理ブロック（物理ブロック（＃Ｌ０）から
（＃Ｌ３））をまとめて割り当て、それらのデータブロ
ックの書込みを行う。ディスクアレイでは、そのデータ
ブロック群の複数のデータブロック＃Ｔ０から＃Ｔ３か
らそれらのデータブロックに対するパリティを生成し、
それらのデータブロック＃Ｔ０から＃Ｔ３と生成したパ
リティとを、複数のドライブ＃Ｄ０から＃Ｄ４に並行し
て書込む。図３０参照。ＲＡＩＤ５のディスクアレイで
は、個々のデータブロックを他と独立に書込む場合に
は、一般に旧パリティを読み出す必要があるが、パリテ
ィグループ分のデータのブロックがディスクコントロー
ラに存在するため、この旧パリティの読み出しを不要に
することができる。
【０１２５】さらに、後続のデータブロック群、例えば
＃Ｔ４、＃Ｔ５、＃Ｔ６、＃Ｔ７に次の一群の論理ブロ
ックを割り当てる際には、次のパリティグループを保持
する一群の物理ブロック（＃Ｌ４）から（＃Ｌ７）を、
上記先行するデータブロック群に対するパリティを保持
するドライブ内の物理ブロック（＃Ｌ７）から始めて順
次、例えば、（＃Ｌ７）、（＃Ｌ４）、（＃Ｌ５）、
（＃Ｌ６）の順に、この後続のデータブロック群に割り
当てる。これにより、データブロックの読み出し時に
は、上記先行するデータブロック群＃Ｔ０，＃Ｔ１、＃
Ｔ２、＃Ｔ３と上記後続のデータブロック群の先頭のデ
ータブロックである＃Ｔ４とを並列に読み出すことが出
来る。図３１参照。すなわち、ドライブの総数に等しい
数のデータブロックを並列に読み出せる。この数は、デ
ィスクアレイで並列に読み出せるデータ数の最大数であ
る。
＃Ｔ４、＃Ｔ５、＃Ｔ６、＃Ｔ７に次の一群の論理ブロ
ックを割り当てる際には、次のパリティグループを保持
する一群の物理ブロック（＃Ｌ４）から（＃Ｌ７）を、
上記先行するデータブロック群に対するパリティを保持
するドライブ内の物理ブロック（＃Ｌ７）から始めて順
次、例えば、（＃Ｌ７）、（＃Ｌ４）、（＃Ｌ５）、
（＃Ｌ６）の順に、この後続のデータブロック群に割り
当てる。これにより、データブロックの読み出し時に
は、上記先行するデータブロック群＃Ｔ０，＃Ｔ１、＃
Ｔ２、＃Ｔ３と上記後続のデータブロック群の先頭のデ
ータブロックである＃Ｔ４とを並列に読み出すことが出
来る。図３１参照。すなわち、ドライブの総数に等しい
数のデータブロックを並列に読み出せる。この数は、デ
ィスクアレイで並列に読み出せるデータ数の最大数であ
る。
【０１２６】図２７は本実施例での処理の概略フローを
示す。本実施例を実施するには、ディスクコントローラ
５は、内部にキャッシュメモり７を有し、ＯＳ３からま
とめて供給されるデータブロック群を一時的にこのキャ
ッシュメモリ７に保持し、さらにこのデータブロック群
からパリティを生成し、このデータブロック群の複数の
データブロックとこのパリティを並列にドライブ＃Ｄ０
から＃Ｄ４に書込むように構成されている必要がある。
もちろん、このキャッシュメモリはパリティ生成回路内
の一時データ格納場所でもよい。
示す。本実施例を実施するには、ディスクコントローラ
５は、内部にキャッシュメモり７を有し、ＯＳ３からま
とめて供給されるデータブロック群を一時的にこのキャ
ッシュメモリ７に保持し、さらにこのデータブロック群
からパリティを生成し、このデータブロック群の複数の
データブロックとこのパリティを並列にドライブ＃Ｄ０
から＃Ｄ４に書込むように構成されている必要がある。
もちろん、このキャッシュメモリはパリティ生成回路内
の一時データ格納場所でもよい。
【０１２７】本実施例と第１の実施例とのソフトウェア
構成の相違点は、論理ブロック割り当て処理１５Ｅとデ
ィスクへの書き込み処理１７Ｅである。また、処理１３
Ｅでは、ファイルに対する書き込み要求１１が、ディス
クアレイ２Ａのパリティグループの大きさ（ストライプ
の大きさにデータドライブ数を乗じたもの）以上の書き
込み要求である場合、以下の処理１５Ｅにその旨を通知
するようにする。
構成の相違点は、論理ブロック割り当て処理１５Ｅとデ
ィスクへの書き込み処理１７Ｅである。また、処理１３
Ｅでは、ファイルに対する書き込み要求１１が、ディス
クアレイ２Ａのパリティグループの大きさ（ストライプ
の大きさにデータドライブ数を乗じたもの）以上の書き
込み要求である場合、以下の処理１５Ｅにその旨を通知
するようにする。
【０１２８】論理ブロック割り当て処理１５Ｅでは、フ
ァイルブロックに対して新しい論理ブロックを割り当て
る必要がある書き込み要求は、未割り当て論理ブロック
情報２２内の適切な未割り当て論理ブロックを選択し、
論理ブロックを新たに割り当てる。このとき、図２８に
例示する論理ブロックの割り当てを行なう。
ァイルブロックに対して新しい論理ブロックを割り当て
る必要がある書き込み要求は、未割り当て論理ブロック
情報２２内の適切な未割り当て論理ブロックを選択し、
論理ブロックを新たに割り当てる。このとき、図２８に
例示する論理ブロックの割り当てを行なう。
【０１２９】図２８において、ステップ１３１では、図
２７の処理１３Ｅから、領域割り当てを行なうべきデー
タのブロックが複数有り、この複数データブロックの合
計サイズがディスクアレイ２のパリティグループサイズ
（ストライプの大きさにデータドライブ数を乗したも
の）分以上であるという通知を受ける。ステップ１３２
で、未割り当て論理ブロック情報から任意のパリティグ
ループを構成する全物理ブロックに対応する論理ブロッ
クが未割り当てであるようなパリティグループを選択す
る。ただし、全論理ブロックが未割り当てという条件を
満たすパリティグループが存在しなければ、第１の実施
例に従って未割り当ての論理ブロックをひとつずつ割り
当ててもよいし、従来通りの割り当てでもよい。また、
なるべく多くの論理ブロックが未割り当てであるパリテ
ィグループを選択してもよい。この場合、以下の処理に
おいては、既割り当ての論理ブロックをとばす形で実施
すればよい。条件を満たすパリティグループが存在する
場合、ステップ１３３で、複数のデータブロックに対し
て上記パリティグループの全論理ブロックを順次割り当
てる。本実施例は、これらの論理ブロックの割り当てに
当たり、割り当てを行なうパリティグループ（＃Ｐｇと
する）の直前のパリティグループ（＃Ｐｇ−１）のパリ
ティ格納ドライブに属する物理ブロックに対応する論理
ブロックを最初に割り当てるところに特徴がある。その
後は、そのパリティグループ内にその物理ブロックに対
応する論理ブロックより後続の物理ブロックに対応する
論理ブロックがあれば、その後続の物理ブロックに対応
する論理ブロックを、そのパリティグループ＃Ｐｇ内の
最後の物理ブロックに対応する論理ブロックまで順次割
り当てる。その後、さらにそのパリティグループ＃Ｐｇ
内の先頭の物理ブロックに対応する論理ブロックからそ
のパリティ格納ドライブ内の論理グループの直前の物理
ブロックに対応する論理ブロックまでを順に割り当てる
（ステップ１３４）。たとえば、図２９では、パリティ
グループ＃Ｐ０の物理ブロックに対応する論理ブロック
を割り当てるときには、物理ブロック（＃Ｌ０）から
（＃Ｌ３）までを割り当てる。さらに、パリティグルー
プ＃Ｐ１の物理ブロックに対応する論理ブロックを割り
当てるときには、パリティグループの＃Ｐ０のパリティ
を保持するドライブ＃Ｄ４内の物理ブロック（＃Ｌ７）
をまず割り当て、その後物理ブロック（＃Ｌ４）から
（＃Ｌ６）までを割り当てる。さらに、パリティグルー
プ＃Ｐ２の物理ブロックに対応する論理ブロックを割り
当てるときには、パリティグループの＃Ｐ１のパリティ
を保持するドライブ＃Ｄ３内の物理ブロック（＃Ｌ１
０）から（＃Ｌ１１）をまず割り当て、物理ブロック
（＃Ｌ８）から（＃Ｌ９）までを次に割り当てる。この
結果、処理１５Ｅによりパリティグループ内全論理ブロ
ックに対しては、図２９に例示する割り当て順１４４
（（０），（１），（２），…）のような順番で割り当
てが行なわれる。
２７の処理１３Ｅから、領域割り当てを行なうべきデー
タのブロックが複数有り、この複数データブロックの合
計サイズがディスクアレイ２のパリティグループサイズ
（ストライプの大きさにデータドライブ数を乗したも
の）分以上であるという通知を受ける。ステップ１３２
で、未割り当て論理ブロック情報から任意のパリティグ
ループを構成する全物理ブロックに対応する論理ブロッ
クが未割り当てであるようなパリティグループを選択す
る。ただし、全論理ブロックが未割り当てという条件を
満たすパリティグループが存在しなければ、第１の実施
例に従って未割り当ての論理ブロックをひとつずつ割り
当ててもよいし、従来通りの割り当てでもよい。また、
なるべく多くの論理ブロックが未割り当てであるパリテ
ィグループを選択してもよい。この場合、以下の処理に
おいては、既割り当ての論理ブロックをとばす形で実施
すればよい。条件を満たすパリティグループが存在する
場合、ステップ１３３で、複数のデータブロックに対し
て上記パリティグループの全論理ブロックを順次割り当
てる。本実施例は、これらの論理ブロックの割り当てに
当たり、割り当てを行なうパリティグループ（＃Ｐｇと
する）の直前のパリティグループ（＃Ｐｇ−１）のパリ
ティ格納ドライブに属する物理ブロックに対応する論理
ブロックを最初に割り当てるところに特徴がある。その
後は、そのパリティグループ内にその物理ブロックに対
応する論理ブロックより後続の物理ブロックに対応する
論理ブロックがあれば、その後続の物理ブロックに対応
する論理ブロックを、そのパリティグループ＃Ｐｇ内の
最後の物理ブロックに対応する論理ブロックまで順次割
り当てる。その後、さらにそのパリティグループ＃Ｐｇ
内の先頭の物理ブロックに対応する論理ブロックからそ
のパリティ格納ドライブ内の論理グループの直前の物理
ブロックに対応する論理ブロックまでを順に割り当てる
（ステップ１３４）。たとえば、図２９では、パリティ
グループ＃Ｐ０の物理ブロックに対応する論理ブロック
を割り当てるときには、物理ブロック（＃Ｌ０）から
（＃Ｌ３）までを割り当てる。さらに、パリティグルー
プ＃Ｐ１の物理ブロックに対応する論理ブロックを割り
当てるときには、パリティグループの＃Ｐ０のパリティ
を保持するドライブ＃Ｄ４内の物理ブロック（＃Ｌ７）
をまず割り当て、その後物理ブロック（＃Ｌ４）から
（＃Ｌ６）までを割り当てる。さらに、パリティグルー
プ＃Ｐ２の物理ブロックに対応する論理ブロックを割り
当てるときには、パリティグループの＃Ｐ１のパリティ
を保持するドライブ＃Ｄ３内の物理ブロック（＃Ｌ１
０）から（＃Ｌ１１）をまず割り当て、物理ブロック
（＃Ｌ８）から（＃Ｌ９）までを次に割り当てる。この
結果、処理１５Ｅによりパリティグループ内全論理ブロ
ックに対しては、図２９に例示する割り当て順１４４
（（０），（１），（２），…）のような順番で割り当
てが行なわれる。
【０１３０】ステップ１３５では、複数のデータブロッ
クに対して同一パリティグループ内の全物理ブロックに
対応する論理ブロックの割り当てが完了した時点で、図
２７のバッファキャッシュ書き込み処理１６を起動す
る。これ以降、さらにパリティグループサイズ分以上デ
ータブロックが存在すれば、パリティグループ＃Ｐｇ＋
１から、以上の処理を繰り返す（ステップ１３６）。
クに対して同一パリティグループ内の全物理ブロックに
対応する論理ブロックの割り当てが完了した時点で、図
２７のバッファキャッシュ書き込み処理１６を起動す
る。これ以降、さらにパリティグループサイズ分以上デ
ータブロックが存在すれば、パリティグループ＃Ｐｇ＋
１から、以上の処理を繰り返す（ステップ１３６）。
【０１３１】図２７に戻って、処理１６では、同一パリ
ティグループ内の全物理ブロックに対応する論理ブロッ
クに割り当てられた複数のデータブロックをバッファキ
ャッシュ２６に書き込み、処理１７Ｅでは、バッファキ
ャッシュ２６に入れられた複数の書き込みデータの書き
込み要求をパリティグループ単位で一括して、あるいは
順次にディスクアレイ２へ発行する。
ティグループ内の全物理ブロックに対応する論理ブロッ
クに割り当てられた複数のデータブロックをバッファキ
ャッシュ２６に書き込み、処理１７Ｅでは、バッファキ
ャッシュ２６に入れられた複数の書き込みデータの書き
込み要求をパリティグループ単位で一括して、あるいは
順次にディスクアレイ２へ発行する。
【０１３２】ディスクアレイ２では、ホスト１からのパ
リティグループ内全物理ブロックに対応する論理ブロッ
クへの書き込み要求をディスクコントローラ５受け取
り、ディスクコントローラ５がこれらの書き込みデータ
をキャッシュメモリ７に一時的に保持し、これらの書き
込みデータからパリティを生成し、これらの書き込みデ
ータと生成したパリティを複数のドライブ４に対して並
列に書き込む。
リティグループ内全物理ブロックに対応する論理ブロッ
クへの書き込み要求をディスクコントローラ５受け取
り、ディスクコントローラ５がこれらの書き込みデータ
をキャッシュメモリ７に一時的に保持し、これらの書き
込みデータからパリティを生成し、これらの書き込みデ
ータと生成したパリティを複数のドライブ４に対して並
列に書き込む。
【０１３３】以上の結果、本実施例では、図３９を使っ
て述べたような旧データブロックおよび旧パリティを読
み出すことによる書き込みのオーバヘッドも生じず、ド
ライブの並列動作数が５（並列書き込み要求処理数＝
４）となる。また、データのブロック＃Ｔ０〜＃Ｔ４の
シーケンシャル読み出しでは、データブロック＃Ｔ０と
＃Ｔ４がドライブ＃Ｄ０にあることによりドライブの並
列動作数が４となっていたものが、図３１に示すように
データブロック＃Ｔ４の格納ドライブがドライブ＃Ｄ４
となることにより、ドライブの並列動作数は５（並列読
み出し処理数＝５）とすることが可能となる。
て述べたような旧データブロックおよび旧パリティを読
み出すことによる書き込みのオーバヘッドも生じず、ド
ライブの並列動作数が５（並列書き込み要求処理数＝
４）となる。また、データのブロック＃Ｔ０〜＃Ｔ４の
シーケンシャル読み出しでは、データブロック＃Ｔ０と
＃Ｔ４がドライブ＃Ｄ０にあることによりドライブの並
列動作数が４となっていたものが、図３１に示すように
データブロック＃Ｔ４の格納ドライブがドライブ＃Ｄ４
となることにより、ドライブの並列動作数は５（並列読
み出し処理数＝５）とすることが可能となる。
【０１３４】＜実施例８＞図３２は本実施例による処理
の全体を示したものである。本実施例の特徴は、ディス
クアレイ２を構成するドライブ４Ｂにドライブレベルキ
ャッシュ５０８がある場合、論理ブロック割り当て処理
１５Ｂにおいて、ドライブレベルキャッシュ５０８が１
回の入出力動作でキャッシュに入れるデータの大きさ単
位でドライブ内の論理ブロックを連続的に割り当てるこ
とである。これにより、連続するデータの入出力時に、
ドライブレベルキャッシュを利用してドライブの入出力
の一括化が図られ、ドライブ単体の性能はもとより、デ
ィスクアレイ全体としての性能を向上することが可能と
なる。
の全体を示したものである。本実施例の特徴は、ディス
クアレイ２を構成するドライブ４Ｂにドライブレベルキ
ャッシュ５０８がある場合、論理ブロック割り当て処理
１５Ｂにおいて、ドライブレベルキャッシュ５０８が１
回の入出力動作でキャッシュに入れるデータの大きさ単
位でドライブ内の論理ブロックを連続的に割り当てるこ
とである。これにより、連続するデータの入出力時に、
ドライブレベルキャッシュを利用してドライブの入出力
の一括化が図られ、ドライブ単体の性能はもとより、デ
ィスクアレイ全体としての性能を向上することが可能と
なる。
【０１３５】本実施例は、ディスクアレイを構成するド
ライブがドライブレベルキャッシュを有し、ドライブが
そのキャッシュを利用して入出力を一括化でき、一括化
する単位のなかに複数のブロックが含まれる場合、効果
を得ることができる。
ライブがドライブレベルキャッシュを有し、ドライブが
そのキャッシュを利用して入出力を一括化でき、一括化
する単位のなかに複数のブロックが含まれる場合、効果
を得ることができる。
【０１３６】まず本実施例のハードウェア構成を説明す
る。本実施例と第１の実施例のハードウェア構成との違
いは、ディスクアレイ２にある。ディスクアレイ２は、
制御部であるディスクコントローラ５と複数のドライブ
４Ｂから構成される。このドライブ４Ｂの特徴は、磁気
記憶媒体５０９の他にドライブレベルキャッシュ５０８
を有することである。このドライブ４Ｂを使用した、デ
ィスクコントローラ５からのドライブ４Ｂ上のある物理
ブロックへの読み出し／書き込み要求の処理は以下のよ
うになる。読み出し／書き込み処理に伴い、上記物理ブ
ロックの読み出しが必要になる場合は、上記物理ブロッ
クの読み出しをドライブ４Ｂに対して行う。このとき、
ドライブ４Ｂでは、同一トラックあるいはシリンダ（記
憶媒体の）上の近傍の物理ブロックデータも一括してド
ライブレベルキャッシュに読み込まれ、要求された物理
ブロックデータをディスクコントローラ５へ送る。この
ため、以降にこれらデータがドライブレベルキャッシュ
５０８内に存在している間にディスクコントローラ５か
ら、この物理ブロック周辺への読み出し要求が発生した
場合、ドライブレベルキャッシュ５０８からディスクコ
ントローラ５への高速なデータ転送が可能となる。
る。本実施例と第１の実施例のハードウェア構成との違
いは、ディスクアレイ２にある。ディスクアレイ２は、
制御部であるディスクコントローラ５と複数のドライブ
４Ｂから構成される。このドライブ４Ｂの特徴は、磁気
記憶媒体５０９の他にドライブレベルキャッシュ５０８
を有することである。このドライブ４Ｂを使用した、デ
ィスクコントローラ５からのドライブ４Ｂ上のある物理
ブロックへの読み出し／書き込み要求の処理は以下のよ
うになる。読み出し／書き込み処理に伴い、上記物理ブ
ロックの読み出しが必要になる場合は、上記物理ブロッ
クの読み出しをドライブ４Ｂに対して行う。このとき、
ドライブ４Ｂでは、同一トラックあるいはシリンダ（記
憶媒体の）上の近傍の物理ブロックデータも一括してド
ライブレベルキャッシュに読み込まれ、要求された物理
ブロックデータをディスクコントローラ５へ送る。この
ため、以降にこれらデータがドライブレベルキャッシュ
５０８内に存在している間にディスクコントローラ５か
ら、この物理ブロック周辺への読み出し要求が発生した
場合、ドライブレベルキャッシュ５０８からディスクコ
ントローラ５への高速なデータ転送が可能となる。
【０１３７】次に本実施例のソフトウェア構成を説明す
る。ＯＳ３のディスクアレイ２への書き込みは、ファイ
ル名からｉノードへの変換処理１２と、ファイル書き込
み要求からファイルブロック書き込み要求への変換処理
１３と、ファイルブロックから論理ブロックへの変換処
理１４と、論理ブロック割り当て処理１５Ｂと、バッフ
ァキャッシュ割り当て処理１６と、ディスクへの書き込
み処理１７からなる。
る。ＯＳ３のディスクアレイ２への書き込みは、ファイ
ル名からｉノードへの変換処理１２と、ファイル書き込
み要求からファイルブロック書き込み要求への変換処理
１３と、ファイルブロックから論理ブロックへの変換処
理１４と、論理ブロック割り当て処理１５Ｂと、バッフ
ァキャッシュ割り当て処理１６と、ディスクへの書き込
み処理１７からなる。
【０１３８】ファイルブロックに対して新しい論理ブロ
ックを割り当てる必要がある書き込み要求は、論理ブロ
ック割り当て処理１５Ｂが、未割り当て論理ブロック情
報２２内の適切な未割り当て論理ブロックを選択し、論
理ブロックを新たに割り当てる。この処理１５Ｂでは、
図３５に例示する処理を行ない、ファイルブロックに対
して、論理ブロックの割り当てを行なう。
ックを割り当てる必要がある書き込み要求は、論理ブロ
ック割り当て処理１５Ｂが、未割り当て論理ブロック情
報２２内の適切な未割り当て論理ブロックを選択し、論
理ブロックを新たに割り当てる。この処理１５Ｂでは、
図３５に例示する処理を行ない、ファイルブロックに対
して、論理ブロックの割り当てを行なう。
【０１３９】以下、図３５を用いて論理ブロック割り当
て処理１５Ｂの説明を行なう。論理ブロック割り当て処
理１５Ｂは、ドライブ内ブロック連続割り当て量決定処
理（ステップ１９１）、ドライブ内ブロック連続割り当
て処理（ステップ１９２）からなる。ステップ１９１で
は、ディスクアレイ構成情報２３のディスクアレイ２を
構成するドライブ４Ｂのトラック容量、ドライブの自動
先読みデータ量などから、ドライブ４Ｂが一括してドラ
イブレベルキャッシュ５０８に読み込むデータ量（ドラ
イブ内ブロック連続割り当て量）を取得する。一般的に
はドライブの自動先読みデータ量とトラック容量は等し
いと考えられるため、トラック内にいくつのブロックが
入るかによって、ドライブ内で連続に割り当てるブロッ
クの数を決定する。ステップ１９２では、ドライブ内連
続ブロック割り当て領域内に、パリティ領域が含まれる
かどうかを調べる。含まれないときは、ステップ１９３
により、ステップ１９１で決定したドライブ内ブロック
連続割り当て量分のブロックを１ドライブ内に連続して
割り当てる。含まれるときは、ステップ１９４によりこ
れを除いた数のブロックを割り当てる。
て処理１５Ｂの説明を行なう。論理ブロック割り当て処
理１５Ｂは、ドライブ内ブロック連続割り当て量決定処
理（ステップ１９１）、ドライブ内ブロック連続割り当
て処理（ステップ１９２）からなる。ステップ１９１で
は、ディスクアレイ構成情報２３のディスクアレイ２を
構成するドライブ４Ｂのトラック容量、ドライブの自動
先読みデータ量などから、ドライブ４Ｂが一括してドラ
イブレベルキャッシュ５０８に読み込むデータ量（ドラ
イブ内ブロック連続割り当て量）を取得する。一般的に
はドライブの自動先読みデータ量とトラック容量は等し
いと考えられるため、トラック内にいくつのブロックが
入るかによって、ドライブ内で連続に割り当てるブロッ
クの数を決定する。ステップ１９２では、ドライブ内連
続ブロック割り当て領域内に、パリティ領域が含まれる
かどうかを調べる。含まれないときは、ステップ１９３
により、ステップ１９１で決定したドライブ内ブロック
連続割り当て量分のブロックを１ドライブ内に連続して
割り当てる。含まれるときは、ステップ１９４によりこ
れを除いた数のブロックを割り当てる。
【０１４０】この割り当て方法の効果を、図３３と図３
４を用いて説明する。図３４では、ドライブレベルキャ
ッシュの一括読み出し量が１トラックで、１トラックに
３ブロック含まれるドライブを例示する。このドライブ
では、１ブロックの読み出し要求処理を行なう場合、該
当ブロックを含む１トラック分の読み出しが自動的に行
なわれる。論理ブロック割り当て時に図３５で例示した
処理を行なうと、図３３の物理ブロックに対応する論理
ブロック割り当て順は１８２（（０），（１），（２）
…）に示すような順番になる。
４を用いて説明する。図３４では、ドライブレベルキャ
ッシュの一括読み出し量が１トラックで、１トラックに
３ブロック含まれるドライブを例示する。このドライブ
では、１ブロックの読み出し要求処理を行なう場合、該
当ブロックを含む１トラック分の読み出しが自動的に行
なわれる。論理ブロック割り当て時に図３５で例示した
処理を行なうと、図３３の物理ブロックに対応する論理
ブロック割り当て順は１８２（（０），（１），（２）
…）に示すような順番になる。
【０１４１】図３４において、ディスクコントローラに
は、要求１８１のように論理的に連続するデータブロッ
ク＃Ｔ０，＃Ｔ１，＃Ｔ２，＃Ｔ３…（それぞれ物理ブ
ロック（＃Ｌ０），（＃Ｌ４），（＃Ｌ８），（＃Ｌ
１）…が割り当てられている）の書き込み要求が来ると
する。この場合、ドライブレベルキャッシュ＃Ａ０に
は、物理ブロック（＃Ｌ０），（＃Ｌ４），（＃Ｌ８）
に格納されるデータブロック＃Ｔ０，＃Ｔ１，＃Ｔ２
が、ドライブレベルキャッシュ＃Ａ１には物理ブロック
（＃Ｌ１），（＃Ｌ５），（＃Ｌ９）に格納されるデー
タブロック＃Ｔ３，＃Ｔ４＃，Ｔ５がキャッシュされ
る。書き込みは、書き込む論理ブロックが属するパリテ
ィグループのパリティブロックを読み出す必要がある。
そのため、ドライブレベルキャッシュ＃Ａ２，＃Ａ３，
＃Ａ４には、それぞれパリティブロックが読みだされる
が、それと共にそのパリティブロックと物理的に近傍
（同一トラック上）に位置する物理ブロックに格納され
るデータもキャッシュされる。つまり、本実施例では、
ドライブレベルキャッシュ＃Ａ２には物理ブロック（＃
Ｌ２）と（＃Ｌ６）に格納されたたデータブロック（＃
Ｔ６，＃Ｔ７））およびパリティグループ＃Ｐ２のパリ
ティが、ドライブレベルキャッシュ＃Ａ３には物理ブロ
ック（＃Ｌ３）と（＃Ｌ１０）に格納されたたデータブ
ロック（＃Ｔ８，＃Ｔ９））およびパリティグループ＃
Ｐ１のパリティが、ドライブレベルキャッシュ＃Ａ４に
は物理ブロック（＃Ｌ７）と（＃Ｌ１１）に格納された
たデータブロック（＃Ｔ１０，＃Ｔ１１））およびパリ
ティグループ＃Ｐ０のパリティが読みだされる。このた
め、その後に続く、論理ブロック割り当て順４〜１１の
論理ブロックに対応する物理ブロックへの読み出し／書
き込み要求に伴う、ディスクコントローラ５のドライブ
４Ｂに対する読み出し要求は、ドライブレベルキャッシ
ュに対象となるデータが存在するため、ドライブレベル
キャッシュからディスクコントローラへの、高速な処理
が可能となる。本実施例で示した割り当て順は、割り当
ての際に動的に決定しても、あらかじめ静的に対応付け
てしておいてもよい。
は、要求１８１のように論理的に連続するデータブロッ
ク＃Ｔ０，＃Ｔ１，＃Ｔ２，＃Ｔ３…（それぞれ物理ブ
ロック（＃Ｌ０），（＃Ｌ４），（＃Ｌ８），（＃Ｌ
１）…が割り当てられている）の書き込み要求が来ると
する。この場合、ドライブレベルキャッシュ＃Ａ０に
は、物理ブロック（＃Ｌ０），（＃Ｌ４），（＃Ｌ８）
に格納されるデータブロック＃Ｔ０，＃Ｔ１，＃Ｔ２
が、ドライブレベルキャッシュ＃Ａ１には物理ブロック
（＃Ｌ１），（＃Ｌ５），（＃Ｌ９）に格納されるデー
タブロック＃Ｔ３，＃Ｔ４＃，Ｔ５がキャッシュされ
る。書き込みは、書き込む論理ブロックが属するパリテ
ィグループのパリティブロックを読み出す必要がある。
そのため、ドライブレベルキャッシュ＃Ａ２，＃Ａ３，
＃Ａ４には、それぞれパリティブロックが読みだされる
が、それと共にそのパリティブロックと物理的に近傍
（同一トラック上）に位置する物理ブロックに格納され
るデータもキャッシュされる。つまり、本実施例では、
ドライブレベルキャッシュ＃Ａ２には物理ブロック（＃
Ｌ２）と（＃Ｌ６）に格納されたたデータブロック（＃
Ｔ６，＃Ｔ７））およびパリティグループ＃Ｐ２のパリ
ティが、ドライブレベルキャッシュ＃Ａ３には物理ブロ
ック（＃Ｌ３）と（＃Ｌ１０）に格納されたたデータブ
ロック（＃Ｔ８，＃Ｔ９））およびパリティグループ＃
Ｐ１のパリティが、ドライブレベルキャッシュ＃Ａ４に
は物理ブロック（＃Ｌ７）と（＃Ｌ１１）に格納された
たデータブロック（＃Ｔ１０，＃Ｔ１１））およびパリ
ティグループ＃Ｐ０のパリティが読みだされる。このた
め、その後に続く、論理ブロック割り当て順４〜１１の
論理ブロックに対応する物理ブロックへの読み出し／書
き込み要求に伴う、ディスクコントローラ５のドライブ
４Ｂに対する読み出し要求は、ドライブレベルキャッシ
ュに対象となるデータが存在するため、ドライブレベル
キャッシュからディスクコントローラへの、高速な処理
が可能となる。本実施例で示した割り当て順は、割り当
ての際に動的に決定しても、あらかじめ静的に対応付け
てしておいてもよい。
【０１４２】＜実施例９＞本実施例では、ディスクアレ
イが複数の仮想的なディスク装置（論理ユニットと呼ば
れる）に分割されて使用される場合に、実施例１の技術
を拡大して適用したもので、異なる論理ユニットに対し
て実行すべき複数の書込み要求を出来るだけ並列に実行
できるように、それらの書込み要求に対する論理ユニッ
ト番号の割り当てを工夫した。すなわち、本実施例で
は、異なる論理ユニットに対する書込み要求の間で、実
施例１と同様にドライブの衝突が生じないように、論理
ブロックを決める。本実施例は、個々の論理ユニットに
対する書込み要求はシーケンシャルなデータブロックに
対する書込み要求でなくてよいが、複数の論理ユニット
に対する書込み要求に順次論理ブロックを割り当てる場
合に適用される。
イが複数の仮想的なディスク装置（論理ユニットと呼ば
れる）に分割されて使用される場合に、実施例１の技術
を拡大して適用したもので、異なる論理ユニットに対し
て実行すべき複数の書込み要求を出来るだけ並列に実行
できるように、それらの書込み要求に対する論理ユニッ
ト番号の割り当てを工夫した。すなわち、本実施例で
は、異なる論理ユニットに対する書込み要求の間で、実
施例１と同様にドライブの衝突が生じないように、論理
ブロックを決める。本実施例は、個々の論理ユニットに
対する書込み要求はシーケンシャルなデータブロックに
対する書込み要求でなくてよいが、複数の論理ユニット
に対する書込み要求に順次論理ブロックを割り当てる場
合に適用される。
【０１４３】図３７は、このようなディスクアレイの例
を示す。ここではディスクアレイは実施例１と同様に５
つのドライブ＃Ｄ０から＃Ｄ４からなり、これらのディ
スクアレイは、論理ユニット＃Ｕ０から＃Ｕ４に分割さ
れ、各論理ユニットには、その先頭位置から順に論理ブ
ロック番号＃Ｌ０、＃Ｌ１、、、に対応する物理ブロッ
クが存在する。各論理ユニットはホスト計算機上で走行
する応用プログラムからは、複数の異なるディスク装置
に見え、これらの論理ユニットに対して実行すべきファ
イルブロック書込み要求をこれらの応用プログラムから
ＯＳに独立に与えられる。本実施例では、このように複
数の応用プログラムから与えられる独立の書込み要求に
対して割り当てる論理ブロックを制御して、これらの書
込み要求を出来るだけ並列に実行可能にする。
を示す。ここではディスクアレイは実施例１と同様に５
つのドライブ＃Ｄ０から＃Ｄ４からなり、これらのディ
スクアレイは、論理ユニット＃Ｕ０から＃Ｕ４に分割さ
れ、各論理ユニットには、その先頭位置から順に論理ブ
ロック番号＃Ｌ０、＃Ｌ１、、、に対応する物理ブロッ
クが存在する。各論理ユニットはホスト計算機上で走行
する応用プログラムからは、複数の異なるディスク装置
に見え、これらの論理ユニットに対して実行すべきファ
イルブロック書込み要求をこれらの応用プログラムから
ＯＳに独立に与えられる。本実施例では、このように複
数の応用プログラムから与えられる独立の書込み要求に
対して割り当てる論理ブロックを制御して、これらの書
込み要求を出来るだけ並列に実行可能にする。
【０１４４】すなわち、実施例１では、一つのホストか
ら、ＯＳに対してシーケンシャルな複数のファイルブロ
ックを指定する書込み要求に応答して、それらのファイ
ルブロックに割り当てる論理ブロックを制御したが、本
実施例では、異なる論理ユニットに保持されるべき異な
るファイルに属するファイルブロックを指定する書込み
要求に対して割り当てる論理ブロックを制御する。この
ような独立のファイルブロックを指定する複数の書込み
要求も、それらのファイルブロックに割り当てられた論
理ブロックが属するドライブおよびその論理ブロックに
対するパリティを保持するドライブに関して、衝突しな
ければ並列に実行できる。
ら、ＯＳに対してシーケンシャルな複数のファイルブロ
ックを指定する書込み要求に応答して、それらのファイ
ルブロックに割り当てる論理ブロックを制御したが、本
実施例では、異なる論理ユニットに保持されるべき異な
るファイルに属するファイルブロックを指定する書込み
要求に対して割り当てる論理ブロックを制御する。この
ような独立のファイルブロックを指定する複数の書込み
要求も、それらのファイルブロックに割り当てられた論
理ブロックが属するドライブおよびその論理ブロックに
対するパリティを保持するドライブに関して、衝突しな
ければ並列に実行できる。
【０１４５】このため、本実施例では、先行する書込み
要求と後続の書込み要求が異なる論理ユニットへの書込
みを要求する場合でも、後続の書込みユニットに割り当
てるべき論理ブロックとそれに対するパリティのドライ
ブとを、それらが先行する書込み要求に割り当てられた
論理ブロックが属するドライブおよびそれに対するパリ
ティが属するドライブに対して衝突しないように、割り
当てるようにした。
要求と後続の書込み要求が異なる論理ユニットへの書込
みを要求する場合でも、後続の書込みユニットに割り当
てるべき論理ブロックとそれに対するパリティのドライ
ブとを、それらが先行する書込み要求に割り当てられた
論理ブロックが属するドライブおよびそれに対するパリ
ティが属するドライブに対して衝突しないように、割り
当てるようにした。
【０１４６】以下、本実施例を、実施例１と異なる点を
中心に、実施例１で使用した図１を引用して説明する。
中心に、実施例１で使用した図１を引用して説明する。
【０１４７】本実施例では、図１の割り当て候補論理ブ
ロックリスト群作成処理１８を各論理ユニット毎に実行
する。すなわち、各論理ユニット毎に図１３に示した論
理ブロック群を作成し、それからその論理ユニットの割
り当て候補論理ブロックリスト群を作成する。
ロックリスト群作成処理１８を各論理ユニット毎に実行
する。すなわち、各論理ユニット毎に図１３に示した論
理ブロック群を作成し、それからその論理ユニットの割
り当て候補論理ブロックリスト群を作成する。
【０１４８】本実施例では、図１の論理ブロック割り当
て処理１５では、図１１に代えて、図３６に示す処理１
５を実行する。この処理１５では、ある論理ユニットに
保持されるべきファイルのファイルブロックへの論理ブ
ロックを割り当てるときに、ステップ４５０−４６１の
内、ステップ４５４以外は、図１１の対応する処理と同
じく、その論理ユニットに対して生成された割り当て候
補論理ブロックリスト群に基づいて実行する。すなわ
ち、ある書込み要求に論理ブロックを割り当てるとき
に、その論理ユニットに対して生成された割り当て候補
論理ブロック群の一つに属する複数の候補から順次割り
当て候補を選択し、割り当て可能か否かの判定ステップ
４５４により、その一つのブロック群から一つの論理ブ
ロック群を割り当てる。後続の書込み要求に対して同様
の処理を実施し、そのブロックの割り当て候補が尽きた
ときに、次の割り当て候補論理ブロック群を使用する。
て処理１５では、図１１に代えて、図３６に示す処理１
５を実行する。この処理１５では、ある論理ユニットに
保持されるべきファイルのファイルブロックへの論理ブ
ロックを割り当てるときに、ステップ４５０−４６１の
内、ステップ４５４以外は、図１１の対応する処理と同
じく、その論理ユニットに対して生成された割り当て候
補論理ブロックリスト群に基づいて実行する。すなわ
ち、ある書込み要求に論理ブロックを割り当てるとき
に、その論理ユニットに対して生成された割り当て候補
論理ブロック群の一つに属する複数の候補から順次割り
当て候補を選択し、割り当て可能か否かの判定ステップ
４５４により、その一つのブロック群から一つの論理ブ
ロック群を割り当てる。後続の書込み要求に対して同様
の処理を実施し、そのブロックの割り当て候補が尽きた
ときに、次の割り当て候補論理ブロック群を使用する。
【０１４９】ステップ４５４では、その書込み要求が要
求する論理ユニットが、直前の書込み要求が要求する論
理ユニットと同じか否かに無関係に、その書込み要求に
割り当てるべき論理ブロック番号の物理ブロックが属す
るドライブとそれに対するパリティを保持するドライブ
が、その直前の書込み要求に対して割り当てられた論理
ブロック番号の物理ブロックが属するドライブと対応す
るパリティを保持するドライブに対して衝突しているか
否かを判定し、図３６の処理では、この判定結果を使用
して、その先行する書込み要求に衝突しないようなドラ
イブにある物理ブロックに対応する論理ブロックを、そ
の後続の論理ブロックに割り当てるようにしている。
求する論理ユニットが、直前の書込み要求が要求する論
理ユニットと同じか否かに無関係に、その書込み要求に
割り当てるべき論理ブロック番号の物理ブロックが属す
るドライブとそれに対するパリティを保持するドライブ
が、その直前の書込み要求に対して割り当てられた論理
ブロック番号の物理ブロックが属するドライブと対応す
るパリティを保持するドライブに対して衝突しているか
否かを判定し、図３６の処理では、この判定結果を使用
して、その先行する書込み要求に衝突しないようなドラ
イブにある物理ブロックに対応する論理ブロックを、そ
の後続の論理ブロックに割り当てるようにしている。
【０１５０】たとえば、論理ブロックを順次割り当てる
べき複数の書込み要求が論理ユニット＃Ｕ０、＃Ｕ
１、、に対して順次書込みを要求する場合、最初の書込
み要求に対して、論理ユニット＃Ｕ０の論理ブロック番
号＃Ｌ０の物理ブロック（物理ブロック（＃０））が割
り当てられる、次の書込み要求に対しては、例えば、こ
の物理ブロック（＃Ｌ０）が属するドライブ＃Ｄ０とこ
の論理ブロックに対するパリティを保持するドライブ＃
Ｄ４以外のドライブに、物理ブロックに対応する論理ブ
ロックとそれに対するパリティが保持されているよう
な、物理ブロックに対応する論理ブロック、例えば、ド
ライブ＃Ｄ３の、論理ユニット＃Ｕ１の物理ブロック
（＃Ｌ１０）が割り当てられる。
べき複数の書込み要求が論理ユニット＃Ｕ０、＃Ｕ
１、、に対して順次書込みを要求する場合、最初の書込
み要求に対して、論理ユニット＃Ｕ０の論理ブロック番
号＃Ｌ０の物理ブロック（物理ブロック（＃０））が割
り当てられる、次の書込み要求に対しては、例えば、こ
の物理ブロック（＃Ｌ０）が属するドライブ＃Ｄ０とこ
の論理ブロックに対するパリティを保持するドライブ＃
Ｄ４以外のドライブに、物理ブロックに対応する論理ブ
ロックとそれに対するパリティが保持されているよう
な、物理ブロックに対応する論理ブロック、例えば、ド
ライブ＃Ｄ３の、論理ユニット＃Ｕ１の物理ブロック
（＃Ｌ１０）が割り当てられる。
【０１５１】こうして、本実施例では、相前後して発行
された書込み要求が異なる論理ユニットに対しての書込
みを要求する場合でも、それらの書込み要求を並列に実
行可能になる。また、図１３のように論理ブロックグル
ープを選んだ場合には、この実施例により、実施例１と
同様に、ドライブの台数で決まる最大数の書込み要求を
並列に実行できる。
された書込み要求が異なる論理ユニットに対しての書込
みを要求する場合でも、それらの書込み要求を並列に実
行可能になる。また、図１３のように論理ブロックグル
ープを選んだ場合には、この実施例により、実施例１と
同様に、ドライブの台数で決まる最大数の書込み要求を
並列に実行できる。
【０１５２】＜実施例９の変形例＞ステップ４５４の実
行回数を減らすには、次の方法が望ましい。実施例９で
は、ある論理ユニットに対する書込みを要求する書込み
要求に対する論理ブロックの割り当てを完了したとき、
ステップ４５７で、その論理ユニットの割り当て候補論
理ブロック群リストの検索開始位置を、次のブロックに
変更している。この際、他の論理ユニットの割り当て候
補論理ブロック群リストの検索開始位置を、次のブロッ
クに変更する。例えば、論理ユニット＃Ｕ０のドライブ
＃Ｄ０の論理ブロック番号＃Ｌ０の物理ブロック（物理
ブロック（＃Ｌ０））をある書込み要求に割り当てた場
合、次の書込み要求が別の論理ユニット、例えば、＃Ｕ
１に対する書込み要求であっても、論理ユニット＃Ｕ１
の、ドライブ＃Ｄ０内の最初の物理ブロック（＃Ｌ０）
は、ステップ４５４の判定条件を満たさないことは明か
である。したがって、この際ステップ４５４の判定は無
駄となる。本変形例では、この無駄をなくすために、上
述したように、いずれかの論理ユニットの論理ブロック
を書込み要求に割り当てた場合、他の論理ユニットの割
り当て候補論理ブロック群リストの検索開始位置も、次
の論理ブロックに変更する。
行回数を減らすには、次の方法が望ましい。実施例９で
は、ある論理ユニットに対する書込みを要求する書込み
要求に対する論理ブロックの割り当てを完了したとき、
ステップ４５７で、その論理ユニットの割り当て候補論
理ブロック群リストの検索開始位置を、次のブロックに
変更している。この際、他の論理ユニットの割り当て候
補論理ブロック群リストの検索開始位置を、次のブロッ
クに変更する。例えば、論理ユニット＃Ｕ０のドライブ
＃Ｄ０の論理ブロック番号＃Ｌ０の物理ブロック（物理
ブロック（＃Ｌ０））をある書込み要求に割り当てた場
合、次の書込み要求が別の論理ユニット、例えば、＃Ｕ
１に対する書込み要求であっても、論理ユニット＃Ｕ１
の、ドライブ＃Ｄ０内の最初の物理ブロック（＃Ｌ０）
は、ステップ４５４の判定条件を満たさないことは明か
である。したがって、この際ステップ４５４の判定は無
駄となる。本変形例では、この無駄をなくすために、上
述したように、いずれかの論理ユニットの論理ブロック
を書込み要求に割り当てた場合、他の論理ユニットの割
り当て候補論理ブロック群リストの検索開始位置も、次
の論理ブロックに変更する。
【０１５３】例えば、論理ブロックを順次割り当てるべ
き複数の書込み要求が論理ユニット＃Ｕ０、＃Ｕ１、＃
Ｕ２、＃Ｕ３、＃Ｕ４に対して順次、かつ、サイクリッ
クに書込みを要求する場合、これらの書込み要求に対し
て物理ブロックに対応する論理ブロックを割り当てる順
番は、図３８のようになる。図では、数字は、同一論理
ユニット内の物理ブロックに対応する論理ブロックを割
り当てる順番を示す。図から分かるように、論理ユニッ
ト＃Ｕ０に対する最初の書込み要求に対して論理ユニッ
ト＃Ｕ０の物理ブロック（＃Ｌ０）が割り当てられ、論
理ユニット＃Ｕ１に対する最初の書込み要求に対して
は、ステップ４５４の条件を満たすものとして、論理ユ
ニット＃Ｕ１の物理ブロック（＃Ｌ７）が割り当てられ
ることが分かる。
き複数の書込み要求が論理ユニット＃Ｕ０、＃Ｕ１、＃
Ｕ２、＃Ｕ３、＃Ｕ４に対して順次、かつ、サイクリッ
クに書込みを要求する場合、これらの書込み要求に対し
て物理ブロックに対応する論理ブロックを割り当てる順
番は、図３８のようになる。図では、数字は、同一論理
ユニット内の物理ブロックに対応する論理ブロックを割
り当てる順番を示す。図から分かるように、論理ユニッ
ト＃Ｕ０に対する最初の書込み要求に対して論理ユニッ
ト＃Ｕ０の物理ブロック（＃Ｌ０）が割り当てられ、論
理ユニット＃Ｕ１に対する最初の書込み要求に対して
は、ステップ４５４の条件を満たすものとして、論理ユ
ニット＃Ｕ１の物理ブロック（＃Ｌ７）が割り当てられ
ることが分かる。
【０１５４】＜実施例１０＞本実施例では、各ドライブ
での実行待ち状態にある読み出し要求あるいは書き込み
要求の数をなるべく均一にするように論理ブロックの割
り当てを制御する。
での実行待ち状態にある読み出し要求あるいは書き込み
要求の数をなるべく均一にするように論理ブロックの割
り当てを制御する。
【０１５５】図１８を使って本実施例を説明する。実施
例５では、図２１に例示した処理１７Ｃ（図１８）にお
いて、直前に再割り当てを行った論理ブロック番号のデ
ータ格納ドライブとパリティ格納ドライブの比較によ
り、論理ブロック割り当てを伴う書き込み要求をなるべ
く均一にすることを目的としてきた。これに対して、ド
ライブ毎の、実行中あるいは実行待ち状態にある、読み
出し要求あるいは書き込み要求の総数（要求キュー長）
が出来るだけ均一になるように、論理ブロック変換マッ
プを作成する方法を図２５を用いて説明する。
例５では、図２１に例示した処理１７Ｃ（図１８）にお
いて、直前に再割り当てを行った論理ブロック番号のデ
ータ格納ドライブとパリティ格納ドライブの比較によ
り、論理ブロック割り当てを伴う書き込み要求をなるべ
く均一にすることを目的としてきた。これに対して、ド
ライブ毎の、実行中あるいは実行待ち状態にある、読み
出し要求あるいは書き込み要求の総数（要求キュー長）
が出来るだけ均一になるように、論理ブロック変換マッ
プを作成する方法を図２５を用いて説明する。
【０１５６】図２５において、ステップ４２１では、図
２０に例示した割り当て候補論理ブロックグループテー
ブルを用いて、ＯＳ割り当て論理ブロック番号からその
ＯＳ割り当て論理ブロックの属する割り当て候補論理ブ
ロックグループ番号と再割り当て論理ブロックを取得す
る。ステップ４２２では、該割り当て候補論理ブロック
グループ内に、未再割り当ての論理ブロックが複数ある
かどうかを、論理ブロック変換マップを参照して調べ
る。ひとつだけならば、無条件で上記ＯＳ割り当て論理
ブロックに対して、その論理ブロックを対応させる（ス
テップ４２８）。複数あれば（ステップ４２２）、ステ
ップ４２３で、割り当て候補論理ブロックグループ内の
全メンバである再割り当て論理ブロック番号を得て、こ
のブロックのドライブ番号とパリティ格納ドライブ番号
の組み合わせを取得する。ステップ４２４では、論理グ
ループ内のドライブ毎の実行待ち状態にある、読み出し
要求あるいは書き込み要求の総数を取得する。ステップ
４２５において、ステップ４２３で得たドライブ番号の
組み合わせ毎の平均要求キュー長を取得する。そして、
ステップ４２３の各組み合わせ毎に、この平均要求キュ
ー長とドライブ毎の要求キュー長の差の絶対値を得て、
これらを各組み合わせ間で比較し、差が最も小さい再割
り当て論理ブロック番号のブロックを選択する。対応付
けの結果をステップ４２６で論理ブロック変換マップに
登録する。
２０に例示した割り当て候補論理ブロックグループテー
ブルを用いて、ＯＳ割り当て論理ブロック番号からその
ＯＳ割り当て論理ブロックの属する割り当て候補論理ブ
ロックグループ番号と再割り当て論理ブロックを取得す
る。ステップ４２２では、該割り当て候補論理ブロック
グループ内に、未再割り当ての論理ブロックが複数ある
かどうかを、論理ブロック変換マップを参照して調べ
る。ひとつだけならば、無条件で上記ＯＳ割り当て論理
ブロックに対して、その論理ブロックを対応させる（ス
テップ４２８）。複数あれば（ステップ４２２）、ステ
ップ４２３で、割り当て候補論理ブロックグループ内の
全メンバである再割り当て論理ブロック番号を得て、こ
のブロックのドライブ番号とパリティ格納ドライブ番号
の組み合わせを取得する。ステップ４２４では、論理グ
ループ内のドライブ毎の実行待ち状態にある、読み出し
要求あるいは書き込み要求の総数を取得する。ステップ
４２５において、ステップ４２３で得たドライブ番号の
組み合わせ毎の平均要求キュー長を取得する。そして、
ステップ４２３の各組み合わせ毎に、この平均要求キュ
ー長とドライブ毎の要求キュー長の差の絶対値を得て、
これらを各組み合わせ間で比較し、差が最も小さい再割
り当て論理ブロック番号のブロックを選択する。対応付
けの結果をステップ４２６で論理ブロック変換マップに
登録する。
【０１５７】処理１５Ｃで割り当てられたＯＳ割り当て
論理ブロックに対して、このように動的に論理ブロック
番号の再割り当てを行うことにより、各ドライブに対す
る、実行中あるいは実行待ち状態にある、読み出し要求
あるいは書き込み要求の総数をなるべく均一にすること
が出来、引いては、多数の読み出し要求あるいは書き込
み要求の実行時間を平均的に短縮できる。
論理ブロックに対して、このように動的に論理ブロック
番号の再割り当てを行うことにより、各ドライブに対す
る、実行中あるいは実行待ち状態にある、読み出し要求
あるいは書き込み要求の総数をなるべく均一にすること
が出来、引いては、多数の読み出し要求あるいは書き込
み要求の実行時間を平均的に短縮できる。
【０１５８】＜実施例１１＞本実施例では、実施例１０
と同様に、各ドライブでの実行待ち状態にある読み出し
要求あるいは書き込み要求の数をなるべき均一にするよ
うに、論理ブロックの割り当てを制御する。実施例１０
と異なり、本実施例では実施例６と同様、この制御をデ
ィスクコントローラで行なう。
と同様に、各ドライブでの実行待ち状態にある読み出し
要求あるいは書き込み要求の数をなるべき均一にするよ
うに、論理ブロックの割り当てを制御する。実施例１０
と異なり、本実施例では実施例６と同様、この制御をデ
ィスクコントローラで行なう。
【０１５９】本実施例での処理の全体、およびこの処理
を実行する装置は、実施例６で示したものと同様であ
る。実施例６と本実施例の違いは処理１７Ｄにある。実
施例６では、処理１７Ｄにおいて、直前に再割り当てを
行った論理ブロック番号のデータ格納ドライブとパリテ
ィ格納ドライブの比較により、論理ブロック割り当てを
伴う書き込み要求をなるべく均一にした。
を実行する装置は、実施例６で示したものと同様であ
る。実施例６と本実施例の違いは処理１７Ｄにある。実
施例６では、処理１７Ｄにおいて、直前に再割り当てを
行った論理ブロック番号のデータ格納ドライブとパリテ
ィ格納ドライブの比較により、論理ブロック割り当てを
伴う書き込み要求をなるべく均一にした。
【０１６０】本実施例の処理１７Ｄでは、図２５で示し
た方法により、各ドライブでの実行中あるいは実行待ち
状態にある、読み出し要求あるいは書き込み要求の数を
なるべき均一にするように、論理ブロックの再割り当て
（変換）が出来る。
た方法により、各ドライブでの実行中あるいは実行待ち
状態にある、読み出し要求あるいは書き込み要求の数を
なるべき均一にするように、論理ブロックの再割り当て
（変換）が出来る。
【０１６１】以上の実施例では、書き込み要求毎にファ
イル格納領域を順次確保する場合を示してきたが、大き
さを指定されたファイルの格納領域を、予め確保するよ
うな場合にももちろん適用可能である。
イル格納領域を順次確保する場合を示してきたが、大き
さを指定されたファイルの格納領域を、予め確保するよ
うな場合にももちろん適用可能である。
【０１６２】また、以上の実施例では、ドライブとして
磁気ディスク装置を用いたものの例に説明したが、光デ
ィスク装置、フロッピィディスク装置等を用いても同様
に実現できることは明らかである。さらに、実施例はＲ
ＡＩＤ５のディスクアレイを例にとって述べたが、構成
する各ドライブが、ホストからの入出力要求に対してそ
れぞれ独立に入出力処理が可能な方式のディスクアレイ
ならば、ＲＡＩＤ５にこだわらない。また、論理グルー
プを構成するドライブ数を５台としたが、論理グループ
を構成するドライブの数は２以上であれば制約がないこ
とは言うまでもない。
磁気ディスク装置を用いたものの例に説明したが、光デ
ィスク装置、フロッピィディスク装置等を用いても同様
に実現できることは明らかである。さらに、実施例はＲ
ＡＩＤ５のディスクアレイを例にとって述べたが、構成
する各ドライブが、ホストからの入出力要求に対してそ
れぞれ独立に入出力処理が可能な方式のディスクアレイ
ならば、ＲＡＩＤ５にこだわらない。また、論理グルー
プを構成するドライブ数を５台としたが、論理グループ
を構成するドライブの数は２以上であれば制約がないこ
とは言うまでもない。
【０１６３】
【発明の効果】本発明によれば、ディスクアレイを使用
した、シーケンシャル読み出し／書き込みにおいて、デ
ィスクアレイを構成するドライブの並列動作数を向上す
ることにより、高速な入出力が可能になる。
した、シーケンシャル読み出し／書き込みにおいて、デ
ィスクアレイを構成するドライブの並列動作数を向上す
ることにより、高速な入出力が可能になる。
【図１】第１、第２、第４および第９の実施例の全体構
成を示す図である。
成を示す図である。
【図２】ブロック位置の説明図である。
【図３】第１の実施例の効果の説明図である。
【図４】第２の実施例の効果の説明図である。
【図５】未割り当て論理ブロック情報の説明図である。
【図６】割り当て候補論理ブロックリストの説明図であ
る。
る。
【図７】割り当て候補論理ブロックリストの説明図であ
る。
る。
【図８】論理／物理ブロック番号変換テーブルの説明図
である。
である。
【図９】ディスクアレイ構成情報の説明図である。
【図１０】ディスクアレイ構成情報の説明図である。
【図１１】論理ブロック割り当て処理の流れを示す図で
ある。
ある。
【図１２】割り当て候補論理ブロックリスト郡作成処理
の流れ図である。
の流れ図である。
【図１３】割り当て候補論理ブロックグループの説明図
である。
である。
【図１４】第３の実施例の全体構成を示す図である。
【図１５】論理ブロック割り当て順リスト作成処理の流
れを示す図である。
れを示す図である。
【図１６】論理ブロック割り当て順の説明図である。
【図１７】論理ブロック割り当て順リストの説明図であ
る。
る。
【図１８】第５および第１０の実施例の全体構成を示す
図である。
図である。
【図１９】割り当て候補論理ブロックグループテーブル
作成処理の流れを示す図である。
作成処理の流れを示す図である。
【図２０】割り当て候補論理ブロックグループテーブル
の説明図である。
の説明図である。
【図２１】領域割り当て処理の流れを示す図である。
【図２２】論理ブロック変換マップの説明図である。
【図２３】第６および第１１の実施例の全体構成を示す
図である。
図である。
【図２４】第６および第１１の実施例の装置の説明図で
ある。
ある。
【図２５】論理ブロック再割り当て処理の流れを示す図
である。
である。
【図２６】論理／物理ブロック番号変換テーブルの説明
図である。
図である。
【図２７】第７の実施例の全体構成を示す図である。
【図２８】論理ブロック割り当て処理の流れを示す図で
ある。
ある。
【図２９】論理ブロック割り当ての説明図である。
【図３０】第７の実施例の効果の説明図である。
【図３１】第７の実施例の効果の説明図である。
【図３２】第８の実施例の全体構成を示す図である。
【図３３】論理ブロック割り当ての説明図である。
【図３４】第８の実施例の効果の説明図である。
【図３５】領域割り当て処理の流れを示す図である。
【図３６】論理ユニット分割された領域割り当て処理の
流れを示す図である。
流れを示す図である。
【図３７】論理ユニット分割の例の説明図である。
【図３８】論理ユニット分割された場合の論理ブロック
割り当て順の説明図である。
割り当て順の説明図である。
【図３９】ＲＡＩＤ５の従来技術の説明図である。
【図４０】従来技術の問題点の説明図である。
【図４１】従来技術の問題点の説明図である。
１…ホスト、２…ディスクアレイ、３…オペレーティン
グシステム、４…ドライブ、５…ディスクコントロー
ラ、６…論理グループ、１１…ユーザからの書き込み要
求、１２…ファイル名−ｉノード変換処理、１３…ファ
イルブロック単位の書き込み要求への変換処理、１４…
ファイルブロック−論理ブロック変換処理、１５…論理
ブロック割り当て処理、１６…バッファキャッシュ割り
当て処理、１７…バッファキャッシュからディスクへの
書き込み処理、２１…ｉノード、２２…未割り当て論理
ブロックリスト、２３…ディスクアレイ構成情報、２４
…割り当て候補論理ブロックリスト、２６…バッファキ
ャッシュ、２７…論理／物理ブロック番号変換テーブ
ル。
グシステム、４…ドライブ、５…ディスクコントロー
ラ、６…論理グループ、１１…ユーザからの書き込み要
求、１２…ファイル名−ｉノード変換処理、１３…ファ
イルブロック単位の書き込み要求への変換処理、１４…
ファイルブロック−論理ブロック変換処理、１５…論理
ブロック割り当て処理、１６…バッファキャッシュ割り
当て処理、１７…バッファキャッシュからディスクへの
書き込み処理、２１…ｉノード、２２…未割り当て論理
ブロックリスト、２３…ディスクアレイ構成情報、２４
…割り当て候補論理ブロックリスト、２６…バッファキ
ャッシュ、２７…論理／物理ブロック番号変換テーブ
ル。
フロントページの続き
(72)発明者 清水 正明
東京都国分寺市東恋ケ窪１丁目280番地
株式会社日立製作所中央研究所内
(56)参考文献 特開 平６−119121（ＪＰ，Ａ)
(58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名)
G06F 3/06 - 3/08
G06F 12/00 - 12/16
G11B 19/00
G11B 20/10 - 20/16
Claims (19)
- 【請求項１】ディスクアレイに書き込むべきデータに対
してそのディスクアレイ内の記憶領域を割り当てる領域
割り当て方法において、 上記ディスクアレイは、それぞれ複数のデータとそれら
に対する誤り訂正符号からなる複数の誤り訂正データ群
を保持するための複数のディスク記憶装置と、上記ディ
スク記憶装置に対するデータの書き込み要求あるいはデ
ータの読み出し要求の実行を制御するアレイコントロー
ラとを有し、 各ディスク記憶装置は、データもしくは誤り訂正データ
符号を保持する複数の記憶領域を有し、上記複数のディ
スク記憶装置の複数の記憶領域は、複数群の記憶領域に
分割され、各記憶領域群の複数の記憶領域は、上記複数
のディスク記憶装置の互いに異なるものに属し、かつ、
各群の複数の記憶領域は、いずれか一つの誤り訂正デー
タ群に属する複数のデータとそれらのデータに対する誤
り訂正符号を保持し、かつ、異なる誤り訂正データ群に
含まれる複数の誤り訂正符号は該複数のディスク記憶装
置に分散して保持されており、 上記方法は、上記複数のディスク記憶装置に含まれた複
数の記憶領域のうち、いずれのデータにも割り当てられ
ていない複数の未割り当てのデータ保持用の記憶領域を
指定する情報を記憶し、上記複数のディスク記憶装置に
書き込むべき順序づけられた複数のデータに対して、そ
れらのデータの順に、所定の条件を満たす記憶領域を上
記情報が指定する複数の未割り当ての記憶領域から選択
して割り当てるステップを有し、 上記所定の条件として、上記複数のデータの各々に対し
て割り当てるべき記憶領域が、そのデータに先行する所
定数のデータの各々に割り当てられたデータ保持用の第
１の記憶領域が属する第１のディスク記憶装置と、その
第１の記憶領域が属する記憶領域群に保持された誤り訂
正データ群内の誤り訂正符号を保持する第２の記憶領域
が属する第２のディスク記憶装置とのいずれにも衝突し
ない第３のディスク記憶装置に属し、かつ、その割り当
てるべき記憶領域が属する記憶領域群に保持される誤り
訂正データ群内の誤り訂正符号を保持する記憶領域が上
記第１、第２のディスク記憶装置のいずれにも衝突しな
い第４のディスク記憶装置に属することを条件とする領
域割り当て方法。 - 【請求項２】上記割り当ては、上記ディスクアレイを使
用する計算機を制御するＯＳにより、上記複数の順序付
けられたデータの各々に対して、そのデータに対する書
き込み要求を該ＯＳから上記アレイコントローラに供給
する前に実行されることを特徴とする請求項１記載の領
域割り当て方法。 - 【請求項３】上記順序付けられた複数のデータは、同一
のファイルの複数のファイルブロックに属するデータで
あることを特徴とする請求項２に記載の領域割り当て方
法。 - 【請求項４】上記複数のディスク記憶装置内の複数の記
憶領域の各々には、予め定めた論理ブロック番号が割り
当てられており、 上記ＯＳにより上記複数のデータの各々に対して該アレ
イコントローラに供給される書き込み要求は、そのデー
タに対して割り当てられた記憶領域に割り当てられた論
理ブロック番号を指定することを特徴とする請求項２に
記載の領域割り当て方法。 - 【請求項５】上記所定数は１であることを特徴とする請
求項１に記載の領域割り当て方法。 - 【請求項６】上記順序付けられた複数のデータの各々に
対する記憶領域を割り当てに際して、上記割り当てるべ
き記憶領域は、そのデータに対して先行する、他の所定
数のデータの各々に対して割り当てられたデータ保持用
の記憶領域が属する第５のディスク記憶装置と衝突しな
いディスク記憶装置に属するという他の条件を満たし、 上記他の所定数は上記ディスク記憶装置の数に等しいこ
とを特徴とする請求項５に記載の領域割り当て方法。 - 【請求項７】上記複数のディスク記憶装置内の複数のデ
ータ保持用の記憶領域をいずれかの記憶領域の割り当て
る前に、上記複数の記憶領域を割り当てる順を決定する
ステップを有し、 上記情報は、上記決定された割り当て順に従って、未割
り当てのデータ保持用の複数の記憶領域を指定する情報
からなり、上記順序付けられた複数のデータに対する記
憶領域の割り当てにおいては、上記順序付けられた複数
のデータに対して、上記決定された割り当て順に従っ
て、上記複数の記憶領域を順次割り当て、 上記割り当て順の決定にあっては、いずれか一つの記憶
領域の次の記憶領域として、その記憶領域が属するディ
スク記憶装置と、その記憶領域が属する記憶領域群が保
持する誤り訂正データ群内の誤り訂正符号を保持する記
憶領域が属するディスク記憶装置とのいずれにも衝突し
ない二つのディスク記憶装置に属し、かつ、互いに同一
の記憶領域群に属し、かつ、まだ割り当て順が決定され
ていないデータ保持用の記憶領域とパリティ保持用の記
憶領域を選択することを特徴とする請求項１に記載の領
域割り当て方法。 - 【請求項８】ディスクアレイに書き込むべきデータに対
してそのディスクアレイ内の記憶領域を割り当てる領域
割り当て方法において、 上記ディスクアレイは、それぞれ複数のデータとそれら
に対する誤り訂正符号からなる複数の誤り訂正データ群
を保持するための複数のディスク記憶装置と、上記ディ
スク記憶装置に対するデータの書き込み要求あるいはデ
ータの読み出し要求の実行を制御するアレイコントロー
ラとを有し、 各ディスク記憶装置は、データもしくは誤り訂正データ
符号を保持する複数の記憶領域を有し、上記複数のディ
スク記憶装置の複数の記憶領域は、複数群の記憶領域に
分割され、各記憶領域群の複数の記憶領域は、上記複数
のディスク記憶装置の互いに異なるものに属し、かつ、
各群の複数の記憶領域は、いずれか一つの誤り訂正デー
タ群に属する複数のデータとそれらのデータに対する誤
り訂正符号を保持し、かつ、異なる誤り訂正データ群に
含まれる複数の誤り訂正符号は該複数のディスク記憶装
置に分散して保持されており、 上記方法は、上記複数のディスク記憶装置に含まれた複
数の記憶領域のうち、いずれのデータにも割り当てられ
ていない複数の未割り当てのデータ保持用の記憶領域を
指定する情報を記憶し、上記複数のディスク記憶装置に
書き込むべき順序づけられた複数のデータに対して、そ
れらのデータの順に、所定の条件を満たす記憶領域を上
記情報が指定する複数の未割り当ての記憶領域から選択
し、割り当てるステップを有し、 上記所定の条件として、上記複数のデータの各々に対し
て割り当てるべき記憶領域が、そのデータに先行する、
該ディスク記憶装置の総数より１小さい数のデータの各
々に割り当てられたデータ保持用の記憶領域が属するデ
ィスク記憶装置に衝突しないディスク記憶装置に属する
ことを条件とする領域割り当て方法。 - 【請求項９】上記割り当ては、上記ディスクアレイを使
用する計算機を制御するＯＳにより、上記複数の順序付
けられたデータの各々に対して、そのデータに対する書
き込み要求を該ＯＳから上記アレイコントローラに供給
する前に実行されることを特徴とする請求項８に記載の
領域割り当て方法。 - 【請求項１０】ディスクアレイに書き込むべきデータに
対してそのディスクアレイ内の記憶領域を割り当てる領
域割り当て方法において、 上記ディスクアレイは、それぞれ複数のデータとそれら
に対する誤り訂正符号からなる複数の誤り訂正データ群
を保持するための複数のディスク記憶装置と、上記ディ
スク記憶装置に対するデータの書き込み要求あるいはデ
ータの読み出し要求の実行を制御するアレイコントロー
ラとを有し、 各ディスク記憶装置は、データもしくは誤り訂正データ
符号を保持する複数の記憶領域を有し、上記複数のディ
スク記憶装置の複数の記憶領域は、複数群の記憶領域に
分割され、各記憶領域群の複数の記憶領域は、上記複数
のディスク記憶装置の互いに異なるものに属し、かつ、
各群の複数の記憶領域は、いずれか一つの誤り訂正デー
タ群に属する複数のデータとそれらのデータに対する誤
り訂正符号を保持し、かつ、異なる誤り訂正データ群に
含まれる複数の誤り訂正符号は該複数のディスク記憶装
置に分散して保持され、 上記アレイコントローラは、各ディスク記憶装置に複数
のデータをまとめて書き込むことを要求する書き込み要
求を送出する回路を有し、各ディスク記憶装置は該アレ
イコントローラから供給された複数の書き込みデータを
一時的に保持するキャッシュメモリと、そのキャッシュ
メモリに保持された複数の書き込みデータをそのディス
ク記憶装置内の順次隣接する記憶位置に順次書き込む回
路とを有し、 上記方法は、前記論理的に連続して記憶しようとする複
数ブロックのデータに前記記憶装置上の記憶領域を割り
当てるときに、前記ディスク記憶装置の一回の読み出し
動作でディスク記憶装置毎のキャッシュに入れられるデ
ータの大きさを単位として、ディスク記憶装置内の物理
的な連続領域に配置するデータブロックの数を決めて、
該記憶領域を割り当てることを特徴とする領域割り当て
方法。 - 【請求項１１】上記割り当ては、上記ディスクアレイを
使用する計算機を制御するＯＳにより、上記複数の順序
付けられたデータの各々に対して、そのデータに対する
書き込み要求を該ＯＳから上記アレイコントローラに供
給する前に実行されることを特徴とする請求項１０に記
載の領域割り当て方法。 - 【請求項１２】ディスクアレイに書き込むべきデータに
対してそのディスクアレイ内の記憶領域を割り当てる領
域割り当て方法において、 上記ディスクアレイは、それぞれ複数のデータとそれら
に対する誤り訂正符号からなる複数の誤り訂正データ群
を保持するための複数のディスク記憶装置と、上記ディ
スク記憶装置に対するデータの書き込み要求あるいはデ
ータの読み出し要求の実行を制御するアレイコントロー
ラとを有し、 各ディスク記憶装置は、データもしくは誤り訂正データ
符号を保持する複数の記憶領域を有し、上記複数のディ
スク記憶装置の複数の記憶領域は、複数群の記憶領域に
分割され、各記憶領域群の複数の記憶領域は、上記複数
のディスク記憶装置の互いに異なるものに属し、かつ、
各群の複数の記憶領域は、いずれか一つの誤り訂正デー
タ群に属する複数のデータとそれらのデータに対する誤
り訂正符号を保持し、かつ、異なる誤り訂正データ群に
含まれる複数の誤り訂正符号は該複数のディスク記憶装
置に分散して保持されており、 上記方法は、上記複数のディスク記憶装置に含まれた複
数の記憶領域のうち、いずれのデータにも割り当てられ
ていない複数の未割り当てのデータ保持用の記憶領域を
指定する情報を記憶し、上記アレイコントローラに対し
て順次供給される複数のデータに対して、それらのデー
タの供給の順に、所定の条件を満たす記憶領域を上記情
報が指定する複数の未割り当ての記憶領域から選択し、
割り当てるステップを有し、 上記所定の条件として、上記複数のデータの各々に対し
て割り当てるべき記憶領域が、そのデータに先行して供
給された直前のデータの各々に割り当てられたデータ保
持用の第１の記憶領域が属する第１のディスク記憶装置
と、その第１の記憶領域が属する記憶領域群に保持され
た誤り訂正データ群内の誤り訂正符号を保持する第２の
記憶領域が属する第２のディスク記憶装置とのいずれに
も衝突しない第３のディスク記憶装置に属し、かつ、そ
の割り当てるべき記憶領域が属する記憶領域群に保持さ
れる誤り訂正データ群内の誤り訂正符号を保持する記憶
領域が上記第１、第２のディスク記憶装置のいずれにも
衝突しない第４のディスク記憶装置に属することを条件
とする領域割り当て方法。 - 【請求項１３】上記割り当ては、上記アレイコントロー
ラにより、上記複数のデータに対して、それらのデータ
が該アレイコントローラに供給された順に従って順次実
行されることを特徴とする請求項１２に記載の領域割り
当て方法。 - 【請求項１４】上記ディスクアレイを使用する計算機を
制御するＯＳから、上記アレイコントローラに上記複数
のデータを順次供給し、 該ＯＳは、上記複数のデータの各々を書き込むべき論理
的な記憶位置をそのデータに割り当て、上記複数のデー
タの各々に対する書き込み要求を上記アレイコントロー
ラに供給するときに、そのデータに対して割り当てた論
理的な記憶位置を指定する情報を該アレイコントローラ
に供給し、 上記アレイコントローラにおいて、上記複数のデータの
各々に対して割り当てた記憶領域と、そのデータに対し
て該ＯＳが割り当てた論理的な記憶領域を関連させる情
報を該アレイコントローラ内に記憶し、上記ＯＳより、
該複数のデータのいずれか一つをアクセスするときに、
その一つのデータに割り当てられた論理的な記憶領域を
指定し、 該アレイコントローラにより、上記関連させる情報に基
づいて、その指定された論理的な記憶領域に対応する、
該ディスク記憶装置内の記憶領域を判別し、 判別された記憶領域をアクセスすることを特徴とする請
求項１２に記載の領域割り当て方法。 - 【請求項１５】上記複数のディスク記憶装置は、複数の
論理的ユニットを構成するように、複数群の記憶領域に
区分され、上記複数のデータは、上記複数の論理的ユニ
ットの異なるものに書き込まれるべき複数のデータを含
むことを特徴とする請求項１２に記載の領域割り当て方
法。 - 【請求項１６】上記未割り当てのデータ保持用の記憶領
域を指定する情報は、上記複数の未割り当てのデータ保
持用の記憶領域を、それぞれ互いに異なる記憶領域群に
属し、かつ、互いに異なるディスク記憶装置に属する、
上記ディスク記憶装置の数に等しい複数の記憶領域から
なる複数群の記憶領域に分けて、該複数の未割り当ての
記憶領域を指定する情報からなり、 上記順序付けられた複数のデータの各々に対して記憶領
域を割り当てるに当たっては、上記複数のデータを、上
記ディスク記憶装置の総数に等しい数のデータからなる
複数の部分データ群に区分し、各データ群の複数のデー
タに対して、該複数の記憶領域群の一つに属する複数の
記憶領域を上記情報に基づいて割り当てることを特徴と
する請求項１２に記載の領域割り当て方法。 - 【請求項１７】ディスクアレイへのディスクアレイアク
セス方法であって、 上記ディスクアレイは、それぞれ複数のデータとそれら
に対する誤り訂正符号からなる複数の誤り訂正データ群
を保持するための複数のディスク記憶装置と、上記ディ
スク記憶装置に対するデータの書き込み要求あるいはデ
ータの読み出し要求の実行を制御するアレイコントロー
ラとを有し、 各ディスク記憶装置は、データもしくは誤り訂正データ
符号を保持する複数の記憶領域を有し、上記複数のディ
スク記憶装置の複数の記憶領域は、複数群の記憶領域に
分割され、各記憶領域群の複数の記憶領域は、上記複数
のディスク記憶装置の互いに異なるものに属し、かつ、
各群の複数の記憶領域は、いずれか一つの誤り訂正デー
タ群に属する複数のデータとそれらのデータに対する誤
り訂正符号を保持し、かつ、異なる誤り訂正データ群に
含まれる複数の誤り訂正符号は該複数のディスク記憶装
置に分散して保持され、かつ、複数の誤り訂正データ群
に含まれる複数の誤り訂正符号は該複数のディスク記憶
装置に分散して保持されおり、 上記方法は、 （ａ）順序付けられた複数のデータの一つをそれぞれ指
定し、順次上位装置から供給される複数の書き込み要求
を順次実行し、各書き込み要求の実行にあっては、その
書き込み要求が指定するデータを保持する記憶領域をア
クセスし、さらに、その記憶領域が属する記憶領域群内
が保持する誤り訂正データ群内の誤り訂正符号を保持す
る記憶領域をアクセスするステップを有し、 （ｂ）上記複数の書き込み要求のうち、相連続して該上
位装置から供給される任意の二つの書き込み要求の内、
先行する書き込み要求に対して上記ステップ（ａ）を実
行するのと並行して、上記二つの書き込み要求の後続の
書き込み要求に対して上記ステップ（ａ）の実行を開始
し、 上記順序付けられた複数のデータ内の、相連続する任意
の二つのデータの内、後続のデータを保持する第１の記
憶領域およびその後続のデータに対する誤り訂正符号を
保持する第２の記憶領域が属する第１の記憶領域群は、
上記相連続する二つのデータの内、先行するデータを保
持する第３の記憶領域およびその先行するデータに対す
る誤り訂正符号を保持する第４の記憶領域が属する記憶
領域群と異なるように定められ、かつ、該該第１、第２
の記憶領域が属する二つのディスク記憶装置が、該第
３、第４の記憶領域が属する二つのディスク記憶装置の
いずれとも異なるように、上記順序付けられた複数のデ
ータを保持する記憶領域が定められていることを特徴と
するディスクアレイアクセス方法。 - 【請求項１８】（ｃ）上記順序付けられた複数のデータ
の一つをそれぞれ指定し、順次上位装置から供給される
複数の読み出し要求の各々に応答して、その読み出し要
求が指定するデータを該データに割り当てられた記憶領
域から読み出すステップを有し、 （ｄ）上記複数の書き込み要求のうち、相連続する任意
の二つの読み出し要求の内、先行する読み出し要求に対
して上記ステップ（ｃ）を実行するのと並行して、上記
二つの読み出し要求の後続の読み出し要求に対して上記
ステップ（ｃ）の実行を開始し、 上記複数の順序付けられたデータの内、相連続する、上
記複数のディスク記憶装置の数（ｎ）に等しい数の任意
のデータ保持する記憶領域は、該上記複数のディスク記
憶装置の互いに異なるものに属するように、上記順序付
けられた複数のデータを保持する記憶領域が定められて
いることを特徴とする請求項１７に記載のディスクアレ
イアクセス方法。 - 【請求項１９】ディスクアレイへのディスクアレイアク
セス方法であって、 上記ディスクアレイは、それぞれ複数のデータとそれら
に対する誤り訂正符号からなる複数の誤り訂正データ群
を保持するための複数のディスク記憶装置と、上記ディ
スク記憶装置に対するデータの書き込み要求あるいはデ
ータの読み出し要求の実行を制御するアレイコントロー
ラとを有し、 各ディスク記憶装置は、データもしくは誤り訂正データ
符号を保持する複数の記憶領域を有し、上記複数のディ
スク記憶装置の複数の記憶領域は、複数群の記憶領域に
分割され、各記憶領域群の複数の記憶領域は、上記複数
のディスク記憶装置の互いに異なるものに属し、かつ、
各群の複数の記憶領域は、いずれか一つの誤り訂正デー
タ群に属する複数のデータとそれらのデータに対する誤
り訂正符号を保持し、かつ、異なる誤り訂正データ群に
含まれる複数の誤り訂正符号は該複数のディスク記憶装
置に分散して保持され、かつ、複数の誤り訂正データ群
に含まれる複数の誤り訂正符号は該複数のディスク記憶
装置に分散して保持されおり、 上記方法は、 （ａ）順序付けられた複数のデータの一つをそれぞれ指
定し、順次上位装置から供給される複数の読み出し要求
の各々に応答して、その読み出し要求が指定するデータ
を、そのデータが属するいずれか一つの誤り訂正データ
群に予め割り当てられた一つの記憶領域群に属し、その
データに割り当てられた記憶領域から読み出すステップ
を有し、 （ｂ）上記複数の読み出し要求の、相連続する任意の二
つの読み出し要求の内、先行する読み出し要求に対して
上記ステップ（ａ）を実行するのと並行して、上記二つ
の読み出し要求の内、後続の読み出し要求に対して上記
ステップ（ａ）の実行を開始し、 上記複数の順序付けられたデータの内、任意の相連続す
る、上記複数のディスク記憶装置の数（ｎ）に等しい数
のデータに対して定められた複数（ｎ）の記憶領域は、
上記複数のディスク記憶装置の互いに異なるものに属す
るように、上記順序付けられた複数のデータに対する記
憶領域が定められていることを特徴とするディスクアレ
イアクセス方法。
Priority Applications (2)
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