JPH02264335A - 障害処理方法およびそのための装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 【産業上の利用分野〕 本発明は、ディスク制御装置における障害処理方法およ
びそのための装置に関し、特にキャッシュを内蔵し、デ
ィスクに対するホストコンピュータからの書込みデータ
をキャッシュ内に一時保留し、上述のホストコンピュー
タによるディスクに対する書込み動作とは非同期に、キ
ャッシュからディスクに対して纏め書き動作を行うディ
スク制御装置の障害に対し、書込み保留データの信頼性
を向上させるのに好適な障害処理方法およびそのための
装置に関する。

〔従来の技術〕

従来のキャッシュ付きディスク制御装置においては、頻
繁にアクセスされるデータをキャッシュに保持しておき
、それらのデータがアクセスされた場合は、ディスクま
でアクセスに行かずにキャッシュ上からデータを読出す
ことにより、データのアクセス効率の向上を図っている
。この場合。

例えば、特開昭６０−７９４４７号公報に開示されてい
る如く、キャッシュ障害を検知すると、キャッシュ全体
を切離し、キャッシュ上のデータはすべて捨てていた。

〔発明が解決しようとする課題〕

上記従来技術は、キャッシャ上にディスクドライブと同
一のデータを格納しておき、リードのみに利用する場合
のみを想定したものである。しかし、本発明の前提であ
る、ホストコンピュータからの書込みデータを一重キャ
ッシュ上に保留し、ホストコンピュータのディスクに対
する書込み動作とは非同期に、キャッシュからディスク
に対して纏め書き動作を行うようなディスク制御装置の
障害に対しては、キャッシュ上のデータを捨てるだけで
はすまない。

すなわち、ディスク制御装置で纏め書き動作を行う場合
には、キャッシュのバックアップメモリを用意して、キ
ャッシュ上の書込み保留データを二重化し、キャッシャ
障害時は上記バックアップメモリから、その逆の場合は
キャッシュから一重化となった書込み保留データをディ
スクドライブに反映させている。しかし、ディスク制御
装置内のプロセッサがキャッシュまたはバックアップメ
モリの管理情報を更新中にプロセッサ障害になると、管
理情報が不正となるため書込み保留データが失われてし
まう。

この場合、キャッシュするいはバックアップメモリその
ものはハード的に正常であるため、これらのメモリのハ
ードウェア障害の検知のみでは、キャッシュとバックア
ップメモリのいずれから書込み保留データをディスクド
ライブに反映させるかを決めることができず、前記従来
技術では対処することができない。

本発明は上記事情に鑑みてなされたもので、その目的と
するところは、従来の技術における上述の如き問題を解
消し、ホストコンピュータからの書込みデータを一重キ
ャッシュ上に保留し、ホストコンピュータのディスクに
対する書込み動作とは非同期に、キャッシュからディス
クに対して纏め書き動作を行うようなディスク制御装置
の障害に対しても対処可能な障害処理方法を提供するこ
とにある。

〔課題を解決するための手段〕

本発明の上記目的は、複数のプロセッサ、キャッシュメ
モリおよびキャッシュのバックアップメモリを内蔵し、
ホストコンピュータからのディスクドライブに対する書
込みを一時的に前記キャッシュメモリとバックアップメ
モリに保留した時点で、ホストコンピュータに書込み終
了を報告し、ホストコンピュータのデータ書込み動作と
は非同期に、前記キャッシュ上の保留データをディスク
ドライブに書込む動作（纏め書き動作）を行うディスク
制御装置において、前記キャッシュ上の保留データの管
理情報を有するキャッシュディレクトリ、前記バックア
ップメモリ上の保留データの管理情報を有するバックア
ップメモリディレクトリの情報の更新を、前記複数のプ
ロセッサ中のいずれか１つのプロセッサが、他のプロセ
ッサを排他しつつシーケンシャルに行うとともに、任意
のプロセッサが障害で動作停止したことを検出した時点
で、該プロセッサが前記キャッシュディレクトリ情報と
バックアップメモリディレクトリ情報のいずれを更新中
であったかを同定し、そのいずれかの管理情報の更新の
完結している方に対応するメモリから、前記書込み保留
データをディスクドライブに書込むことを特徴とする障
害処理方法およびそのための装置により達成される。

〔作用〕

本発明に係る障害処理方法においては、書込み保留デー
タを有するキャッシュまたはバックアップメモリの管理
情報の更新を、ディスク制御装置内の複数のプロセッサ
のうちの任意の一つのプロセッサが、排他的にかつシー
ケンシャルに行うことにより、プロセッサの障害によっ
てキャッシュとバックアップメモリの管理情報が同時に
破壊されることがないことに基づいて、プロセッサの障
害を検出した時点で、障害となったプロセッサがキャッ
シュまたはバックアップメモリのいずれの管理情報を更
新中であったかを、正常なプロセッサが同定し、キャッ
シュまたはバックアップメモリのうち、管理情報の更新
が完結している方から書込み保留データをディスクドラ
イブに書込むようにして、ディスク制御装置内で一重化
状態になった書込み保留データを確実にディスクドライ
ブに書込むことを可能とするものである。

また１本発明に係る障害処理装置は、これに必要な手段
を備えたものとなっている。

〔実施例〕

以下、本発明の実施例を図面に基づいて詳細に説明する
。

第２図は、本発明の一実施例であるキャッシュ付きディ
スクサブシステムの構成図である。本実施例のディスク
サブシステムは、ホストコンピュータ１００に接続され
るチャネル制御袋［１０１，ディスク制御装置１０２．
ディスクドライブ１１００および１２００により構成さ
れる。ディスク制御装置１０２は、四つのプロセッサ１
０３，１０４，１０５および１０６を内蔵し、それぞれ
のプロセッサは、プロセッサ間排他のためのロック機構
１０７．プロセッサ状態を反映する制御メモリ１８７．
キャッシュメモリ１０６Ｇ　。

その管理情報を格納するキャッシュディレクトリ１０５
０、キャッシュのバックアップメモリ１０９．その管理
情報を格納するバックアップメモリディレクトリ１０８
と接続される。また、各プロセッサはそれぞれ、チャネ
ル制御袋！！１０１．ディスクドライブ１１００．１２
００と接続される。

まず、各プロセッサが正常に動作する場合におけるディ
スク制御装置１０２の纏め書き動作を説明する０例えば
、ディスク制御装置１０２内のプロセッサ１０３が、チ
ャネルを介してホストコンピュータ１００からのアクセ
ス要求を受取ると、プロセッサ１０３は、その要求を解
読し、それがどのディスクドライブに対するアクセス要
求かを判定する。

例として、ここでは、ディスクドライブ１１００に対す
る書込み要求であるとする。

プロセッサ１０３は、ロック機構１０７に対して。

信号線１２６を介してディスクドライブ１１００に対す
るロック要求を出す、ロック機構１０７の内部動作につ
いては、後で述べる。プロセッサ１０３は、ロック機構
１０７から、信号線１２５を介してディスクドライブ１
１００に対するロック取得成功の応答が入ると、チャネ
ル制御装置１０１にコマンドを要求する。チャネル制御
装置ｆ　１０１からコマンドがプロセッサ１０３に送ら
れると、プロセッサ１０３はこのコマンドを解読し、リ
ードｌライトの区別（ここではライトコマンドとする）
と、アクセス対象　トラック番号（ＴＲＩ）およびレコ
ード番号（Ｒ１）を認識する。

次に、プロセッサ１０３は、前述のキャッシュメモリ１
０６０の管理情報を格納するキャッシュディレクトリ１
０５０内のディスクドライブ１１００用トラツク表３８
０１（第５図参照）を検索し、上述のアクセス対象トラ
ック番号ＴＲＩに対するキャッシュスロットが既にキャ
ッシュ上にアロケートされているか否かを判定する。こ
こでは、トラック表３８０１のＴＲ１にスロット制御ブ
ロック３５４がアロケ−１−されており、スロット制御
ブロック３５４からキャッシュメモリ１０６０内のデー
タ格納エリア３０６に、ＴＲ１のデータが既に格納され
ている。これをトラックヒツトと呼ぶ、なお、第５図は
、キャッシュディレクトリ１０５０およびキャッシュメ
モリ１０６０の論理構成を示す図である。

キャッシュメモリ１０６０内のトラックヒツトデータに
は二種類ある。すなわち、キャッシュ上のスロッとに格
納されているデータとそれに対応するディスクドライブ
上のトラック上のデータが一致しているスロット（これ
を、「ノンベンディングスロット」と呼ぶ）、および、
それらが一致しないスロット（これを、「ベンディング
スロット」と呼ぶ）である、前者は第５図中でキャッシ
ュメモリ１０６０中のハツチング無しのスロットで、ま
た、後者はハツチング付きのスロットで示されている。

上記ベンディングスロットは、ディスク制御装置１０２
の纏め書き動作により、書込み保留データがキャッシュ
上に格納されることにより発生する。前述のＴＲＩの場
合は、ノンベンディングスロットである。

ここで、第５図に基づいて、キャッシュディレクトリ１
０５０内のスロット制御ブロックをつないだキューの説
明をしておく、キュー３２２は、すべてのディスクドラ
イブにおけるノンベンディングスロットの位置をポイン
トするスロット制御ブロックを一つのキューに集めたも
のである。また、キュー３２０は、ディスクドライブ１
１００に関するすべてのベンディングスロットの位置を
ポイントするスロット制御ブロックを一つのキューに集
めたもの、キュー３２１は、ディスクドライブ１２００
に関するすべてのベンディングスロットの位置をポイン
トするスロット制御ブロックを一つのキューに集めたも
のである。このように、ベンディングスロットをポイン
トするスロット制御ブロックのキューは、ディスクドラ
イブ対応に独立させておく。

キュー３２３は、キャッシュ上の空きスロットの位置を
ポイントするスロット制御ブロックを一つのキューに集
めたものである。

プロセッサ１０３は、スロット制御ブロック３５４のス
ロットステータス（第６図参照）を判定し、当該スロッ
トを他プロセツサがアクセス中であるか否か（スロット
ステータスがビジーか否か）を、判定する。ここでは、
当該スロットを他プロセツサがアクセス中ではないとす
る。このとき、プロセッサ１０３は、スロット制御ブロ
ック３５０のスロットステータスをビジーに書換え、ロ
ック中プロセッサ翫に自プロセッサ番号である１０３を
書込む。

次に、当該スロットを纏め書きの対象とするために、ス
ロット制御ブロック３５４をノンベンディングスロット
キュー３２２から、ベンディングスロットキュー３２０
に移す、更に、キャッシュ上の書込み保留データを二重
化するために、バックアップメモリ１０９のディレクト
リ　１０８を検索し、キャッシュ上のベンディングスロ
ットと同一データを格納するためのバックアップメモリ
１０９上の空きスロットを確保する。

バックアップメモリ　１０９のディレクトリ　１０８内
には、バックアップメモリ１０９上のベンディングスロ
ットの位置を示すスロット制御ブロックをディスクドラ
イブ１１００．１２００対応につないだキュー４０１０
、４０１１．（第７図参照）およびバックアップメモリ
１０９上の空きスロット位置を示すスロット制御ブロッ
クを一つにつないだキュー４０２０がある。

例えば、キャッシュ上のＴＲＩに対応するスロットを二
重化するためには、キュー４０２０がら空きスロット６
０５をポイントするスロット制御ブロック６５４を抜取
って、ディスクドライブ１１００用のベンディングスロ
ットキュー４０１０に追加する。そして、キャッシュデ
ィレクトリ上のＴＲＩに対応するスロット制御ブロック
３５４のバックアップメモリスロットポインタとして、
バックアップメモリディレクトリ１０８上のスロット制
御ブロック６５４へのポインタを記憶する。

更に、プロセッサ１０３は、第８図に示す制御メモリ１
８７上のジョブ票６０２の内容（Ｒｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ
の区別、アクセス対象ドライブｈ、アクセス対象トラッ
クおよびレコードＮαならびにプロセッサが確保中のス
ロット番号等）を書込んだ後、前述のチャネル制御装置
１０１およびプロセッサ１０３を経由して、キャッシュ
スロット３０６（第５図参照）上のレコードＲ１のフィ
ールドおよびバックアップメモリのスロット６０５（第
７図参照）内のレコードＲ１のフィールドに書込みレコ
ードデータを同時に転送する。

キャッシュおよびバックアップメモリへの書込みレコー
ドデータの転送が終了した時点で、チャネル制御装置１
０１に対して、ディスクドライブへのデータ書込み終了
の報告を返す、このとき、書込みレコードデータは、キ
ャッシュおよびバックアップメモリ上にベンディングス
ロットとして。

二重に保留されている状態にある。このようなベンディ
ングスロットのデータがある本数貯まると、チャネル制
御装置１０１からのアクセス要求を処理中でない任意の
プ、ロセッサが、ディスクドライブに複数トラック分纏
めて書出し、ディスクドライブに書き終えたキャッシュ
スロットおよびそれらに対応して確保したバックアップ
メモリスロットの制御ブロックを、ベンディングスロッ
トキューから解放し、空きスロットキューに戻す。

以上が、ディスク制御装！１０２における正常時の纏め
書き動作である。

次に、前述のロック機構１０７の構成および動作を、第
３図および第４図に従って説明する。

第３図は、ロック機構１０７の内部構成を示す図であり
、三つのレジスタ３０００．３１００．３３００、監視
タイマ２０８．ロック制御部２０６．アービタ２９０か
ら構成される。レジスタ３０００は、各ドライブ毎にロ
ック情報２０００を記憶する。ロック情報２０００中の
ビット２００１に“１”がセットされると、あるプロセ
ッサが当該ドライブのロックを確保中であり、他プロセ
ツサが当該ドライブをアクセスすべきでないことを示す
。

また、更新フラグＡ　（２００２）に“１”がセットさ
れると、当該ドライブのロックを確保中のプロセッサが
、当該ドライブに関するキャッシュディレクトリ情報の
更新を行う可能性があることを示す。

逆に、更新フラグＢ　（２００３）に“１”がセットさ
れると、当該ドライブのロックを確保中のプロセッサが
、当該ドライブに関するバックアップメモリディレクト
リ情報の更新を行う可能性があることを示す、プロセッ
サＨａ　（２００４）には、当該ドライブのロックを確
保中のプロセッサ翫が、設定される。

レジスタ３１００には、各ドライブに対するプロセッサ
からの新たなロック要求が設定される。また。

レジスタ３２００には、各ドライブに対するロックの解
除要求、および既に他プロセツサが取得中のロックを強
制取得する要求が設定される。

これらのレジスタのドライブ毎の設定情報は。

ロック情報２０００に設定されるものと同じである。

これらのレジスタの使用法は、次に述べるロック制御部
２０６の動作の説明と合せて述べる。

ロック制御部２０６の動作は、第４図のフローチャート
で示される。ロック制御部２０６は、上述のレジスタ３
１００と３２００のいずれかに任意のプロセッサがロッ
ク要求を設定したときに動作を開始する（ステップ４０
００）、なお、複数のプロセッサがロック要求を設定す
る場合の競合は、アービタ２９０が処理する。

今、レジスタ３１００に、あるドライブに対するロック
要求（ロックピットとプロセッサ翫をセット、ディレク
トリ更新を行う場合には、対応する更新フラグもセット
する）が設定されたものとすると、ロック制御部２０６
は、まず、監視タイマ２０６を起動した（ステップ４１
９０）後、レジスタ３０００の当該ドライブに関するロ
ック情報中のロックピットを調べる（ステップ４３００
）、ロックピットがセットされていなければ、監視タイ
マ２０６を停止させた後。

レジスタ３１００の内容をレジスタ３０００に転送し、
ロックを要求したプロセッサの当該ドライブに対するロ
ックを確保する（ステップ４６００，４８００）、また
。

ロックピットがセットされている場合には、ロック取得
待ちに入り監視タイマ２０８がタイムアウトするまでに
当該ロックピットがリセットされなければロック要求タ
イムアウトエラーを報告する（ステップ４４００，４５
００．４７００）。

また、レジスタ３２００にあるドライブに対するロック
要求（ロックピットとプロセッサＮαをセット、ディレ
クトリ更新を行う場合には、対応する更新フラグもセッ
トする）が設定されたものとすると、ロック制御部２０
６は、レジスタ３２００の当該ドライブに関するロック
情報中のロックピットを調べ。

それが“ｌ”ならば強制ロック取得要求、１１０”なら
ばロック解除要求と判定する。

強制ロック取得要求の場合は、レジスタ３２００の内容
をレジスタ３０００に無条件で転送し、レジスタ３１０
０にロック待ちの要求がある場合は、監視タイマ２０８
をリセットスタートさせる（ステップ４１４０゜４１８
０．４１７０）、この強制ロック取得モードは、同一プ
ロセッサが、同一ドライブのロックを取消したままで更
新フラグの内容のみを変化させる場合にも用いられる。

また、ロック解除要求の場合は。

当該ドライブに関するレジスタ３０００と３１００のロ
ック情報のプロセッサ島を比較し、それが等しい場合に
は、レジスタ３０００．３１００をクリアする０等しく
ない場合には、レジスタ３１００のみをクリアする（ス
テップ４１２０．４１３０）。

以上の動作を行うディスク制御装置において、前述のキ
ャッシュディレクトリ１０５０またはバックアップメモ
リディレクトリ　１０８内の各スロット制御ブロックを
つないだキューを更新中に、プロセッサ障害が発生した
場合を考える。この場合、上記ディレクトリ内のベンデ
ィングスロットの管理情報が不正となり、不正ディレク
トリを有するメモリからの書込み保留データのディスク
ドライブへの書出しができなくなるため、ディスク制御
装置内で書込み保留データが事実上−重化の状態となる
。この状態を検出し、−重化状態となった書込み保留デ
ータをディスクドライブへ書出す処理を障害処理として
行う必要がある。

以下、上述のディスク制御装置を例に１本実施例による
障害処理動作を、第１図に示すフローチャートに従って
説明する。

本障害処理動作の開始には、二つの契機がある（ステッ
プ７００）。第一は、チャネル制御袋＠　１０１からの
リセット入力である０例えば、ディスク制御装置１０２
内で、プロセッサ１０３が障害で停止すると、該プロセ
ッサは異常発生通知割込みをチャネル制御袋＠１０１に
、信号線１１２を介して発生する。異常発生通知割込み
を受けたチャネル制御装置１０１は、プロセッサ１０３
に対し信号Ｍ　１１１を介してリセット信号を出力する
。リセット信号を受取ったプロセッサ１０３は、自プロ
セッサ番号を障害プロセッサ番号にセットする（ステッ
プ７０２）。

他の一つの契機は、ロック機構１０７におけるロック取
得タイムアウトエラーの発生である。この場合、いずれ
かのプロセッサが、あるディスクドライブのロックを確
保したままで永久障害になっていることが考えられる。

この場合には１次の如く、障害プロセッサを切分ける。

ロック機構１０７からのロックタイムアウト報告を受け
たプロセッサは、当該プロセッサがロックしようとして
いたディスクドライブに関し、ロック機構１０７中のレ
ジスタ３０００のロック情報内のプロセッサ走を読出し
、読出したプロセッサ島について、前述の制御メモリ１
８７中の当該プロセッサのプロセッサステータスを調べ
、それが永久障害状態であれば、障害プロセッサ番号と
して、当該プロセッサＮαを設定する（ステップ７０１
，７０３）。

以上の処理の後、次の如き処理を行う。以下の処理は、
上記二つの契機に対して共通である。

まず、制御メモリ１８７中の障害となったプロセッサの
ジョブ票を調べて、障害プロセッサがアクセス処理中で
あったディスクドライブ島を読出す（ステップ７１３）
。その結果、アクセス処理中のドライブがあれば（ステ
ップ７８３）、ロック機構１０７中のレジスタ３０００
内の該当するディスクドライブ情報を調べ、ロックピッ
トがセットされており、かつ、ロック取得プロセッサＮ
α（２００４）が障害プロセッサＮαと一致しているこ
とを調べる。一致していなければ、既に他のプロセッサ
が障害処理を開始しているとみなし、自プロセッサでは
障害処理は行なわない。

一致している場合、ロック機構１０７のレジスタ３２０
０に当該ディスクドライブに対する自プロセッサの強制
ロック要求をセットして、当該ディスクドライブのロッ
クを取得し、以下の処理を行う。

まず、当該ディスクドライブのロック情報内の更新フラ
グを調べ、キャッシュディレクトリ更新を示す更新フラ
グＡと、バックアップメモリディレクトリ更新を示す更
新フラグＢのいずれがセットされているかを調べる（ス
テップ７０４）。更新フラグＡがセットされている場合
は、キャッシュディレクトリ更新中のプロセッサ障害で
キャッシュディレクトリ情報が破壊されたとみなして、
キャッシュを閉塞しくステップ７０５）　、障害プロセ
ッサがアクセス中であったディスクドライブに対するチ
ャネル制御装置１０１からのアクセスを一時停止する（
ステップ７０７）。

バックアップメモリ内の、当該ディスクドライブの書込
み保留データの当該ディスクドライブへの書出し処理は
、バックアップメモリディレクトリ内の、当該ディスク
ドライブに対するベンディングスロットキューにつなが
っている。前記スロット制御ブロックでポイントされた
バックアップメモリ上の当該ディスクドライブに対する
書込み保留データを、当該ディスクドライブ上に書出し
くステップ７０９）、書出し完了後、キャッシュディレ
クトリをイニシャライズして、当該ディスクドライブに
対するチャネル制御装置ｉ　１０１からのアクセスを許
可し、制御メモリ１８７内の障害プロセッサのジョブ表
をクリアし、ロック機構１０７のレジスタ３２００に、
当該ディスクドライブのロック解除要求をセットして、
当該ディスクドライブに対する纏め書き動作を再開する
（ステップ７１１，７１４）。

一方、更新フラグＢがセットされている場合、バックア
ップメモリディレクトリ更新中のプロセッサ障害により
、バックアップメモリディレクトリ情報が破壊されたと
みなして、バックアップメモリを閉塞しくステップ７０
６）、障害プロセッサがアクセス中であったディスクド
ライブに対するチャネル制御装置１０１からのアクセス
を一時停止しくステップ７０８）、キャッシュディレク
トリ内の当該ディスクドライブに対するベンディングス
ロットキューにつながっているスロット制御ブロックで
ポイントされた、キャッシュメモリ上の当該ディスクド
ライブに対する書込み保留データを、当該ディスクドラ
イブ上に書出しくステップ７１０）。

書出し完了後、バックアップメモリディレクトリをイニ
シャライズして、当該ディスクドライブに対するチャネ
ル制御袋［１０１からのアクセスを許可し、制御メモリ
１８７内の障害プロセッサのジョブ類をクリアし、ロッ
ク機構１０７のレジスタ３２００に当該ディスクドライ
ブのロック解除要求をセットして、当該ディスクドライ
ブに対する纏め書き動作を再開する（ステップ７１２，
７１４）。

なお、ロック機構１０７で、異なるプロセッサがキャッ
シュディレクトリとバックアップメモリディレクトリを
同時に更新することが無いように。

前述の如くプロセッサ間排他を行っているため、複数の
プロセッサ障害によっても、キャッシュディレクトリと
バックアップメモリディレクトリの両方が同時に不正と
なることはない。

次に、プロセッサ自身は正常であるが、ディレクトリと
プロセッサを結ぶパスにパス障害が発生した場合を考え
る。

この場合、ディレクトリとプロセッサを結ぶパスにパス
障害が発生した以上、ディレクトリ更新中であったプロ
セッサ自身では、当該ディレクトリのイニシャライズ（
第１図ステップ７１４）はできないため、処理を完結さ
せることはできない。

これに対しては、ディレクトリ更新中であった当該プロ
セッサ自身が、自プロセッサを永久障害状態とすること
により、当該ディレクトリとの正常なパスを持つ他プロ
セツサが、ディレクトリ更新中であった当該プロセッサ
が確保したままのディスクドライブのロックを確保しよ
うとして、ロック機構１０７でロックタイムアウトエラ
ーが検出され、それを契機として第１図に示した障害処
理を行い、当該ディスクドライブの書込み保留データを
当該ディスクドライブに書出した後、当該ディスクドラ
イブの纏め書き動作を再開させることができる。

上記実施例によれば、纏め書き動作を行うディスク制御
装置において、ディスク制御装置内の任意のプロセッサ
が障害で動作を停止し、キャッシュメモリ上の書込み保
留データの管理情報、または、バックアップメモリ上の
書込み保留データの管理情報の更新を完結できない場合
でも、ロック機構１０７および制御メモリ１８７内のジ
ョブ類の情報により、それらの書込み保留データ管理情
報のうちのいずれかは正しい状態を保証でき、かつ、ど
ちらが正しいかを切分けることができるため、書込み保
留データ管理情報が正しい方のメモリから、書込み保留
データを確実にディスクドライブに書出すことができる
。

また、ロック機構１０７のキャッシュディレクトリおよ
びバックアップメモリディレクトリのロック情報が、デ
ィスクドライブ単位に記憶されるため、障害プロセッサ
がアクセスしていた各ディスクドライブ毎に、キャッシ
ュディレクトリとバックアップメモリディレクトリのい
ずれの書込み保留データ管理情報の更新が完結している
かを切分けることができ、ディスク制御装置内の複数の
プロセッサの同時障害発生の場合にも、障害プロセッサ
がアクセスしていた各ディスクドライブの書込み保留デ
ータを生存プロセッサが安全にディスクドライブに書出
すことができる。

これらにより、本実施例では、前述の如きディスク制御
装置の纏め書き動作の信頼度が大幅に向上するという効
果がある。

なお、上記実施例においては、ディスク制御装置内のプ
ロセッサ数を４台としたが、一般には０台゛のプロセッ
サでディスク制御装置を構成しても良い。また、キャッ
シュディレクトリとバックアップメモリディレクトリの
更新を切分けるための更新フラグＡ、Ｂをロック機構１
０７内部のレジスタ内に設けたが、これらのフラグは、
キャッシュディレクトリ内、および、バックアップメモ
リディレクトリ内に設けることも可能である。すなわち
、キャッシュディレクトリ内のディスクドライブ対応の
ベンディングスロットキュー毎に更新フラグＡを設け、
更に、バックアップメモリディレクトリ内のディスクド
ライブ対応のベンディングスロットキュー毎に更新フラ
グＢを設け、プロセッサがそれぞれのキューを更新する
直前で、それらのフラグをセットし、更新終了後にそれ
らのフラグをリセットするようにすれば良い。

〔発明の効果〕

以上、詳細に説明した如く１本発明によれば、複数のプ
ロセッサ、キャッシュメモリおよびキャッシュのバック
アップメモリを内蔵し、ホストコンピュータからのディ
スクドライブに対する書込みを一時的に前記キャッシュ
メモリとバックアップメモリに保留した時点で、ホスト
コンピュータに書込み終了を報告し、ホストコンピュー
タのデータ書込み動作とは非同期に、前記キャッシュ上
の保留データをディスクドライブに書込む纏め書き動作
を行うディスク制御装置において、前記キャッシュ上の
保留データの管理情報を有するキャッシュディレクトリ
、前記バックアップメモリ上の保留データの管理情報を
有するバックアップメモリディレクトリの情報の更新を
、前記複数のプロセッサ中のいずれか１つのプロセッサ
が、他のプロセッサを排他しつつシーケンシャルに行う
とともに、任意のプロセッサが障害で動作停止したこと
を検出した時点で、該プロセッサが前記キャッシュディ
レクトリ情報とバックアップメモリディレクトリ情報の
いずれを更新中であったかを同定し、そのいずれかの管
理情報の更新の完結している方に対応するメモリから、
前記書込み保留データをディスクドライブに書込むよう
にしたことにより、書込み保留データをディスク制御装
置からデ、イスクドライブに書出せなくなったり、書込
み保留データがディスク制御装置内で一重化の状態のま
まになることを防止することができ、ディスク制御装置
による纏め書き動作の信頼度を大幅に向上させることが
可能な障害処理方法およびそのための装置を実現できる
という顕著な効果を奏するものである。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例である、ディスク制御装置に
おける障害処理動作を示すフローチャート、第２図は実
施例のキャッシュ付きディスクサブシステムの構成図、
第３図はその要部であるロック機構の内部構成を示す図
、第４図はロック制御部の動作を示すフローチャート、
第５図はキャッシュディレクトリおよびキャッシュメモ
リの論理構成を示す図、第６図はキャッシュディレクト
リ内のスロット制御ブロックの構成図、第７図はバック
アップメモリディレクトリおよびバックアップメモリの
論理構成図、第８図は制御メモリの論理構成図である。 １００：ホストコンピュータ、１０１：チャネル制御装
置、１０２：ディスク制御装置、１０３，１０４，１０
５，１０６：プロセッサ、１０７：ロツク機構、１０８
：バックアップメモリディレクトリ、１０６０　：キャ
ッシュメモリ、１８７：制御メモリ、１０９：バックア
ップメモリ、１ｏｓｏ　：キャッシュディレクトリ、１
１００および１２００：ディスクドライブ、３０００，
３１００，３３００　：　Ｏッ’）機構内のレジスタ、
２０８：監視タイマ、２０６：ロック制御部、２９０：
アービタ、２０００　：ロック情報。 第 図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、複数のプロセッサ、キャッシュメモリおよびキャッ
   シュのバックアップメモリを内蔵し、ホストコンピュー
   タからのディスクドライブに対する書込みを一時的に前
   記キャッシュメモリとバックアップメモリに保留した時
   点で、ホストコンピュータに書込み終了を報告し、ホス
   トコンピュータのデータ書込み動作とは非同期に、前記
   キャッシュ上の保留データをディスクドライブに書込む
   動作（纏め書き動作）を行うディスク制御装置において
   、前記キャッシュ上の保留データの管理情報を有するキ
   ャッシュディレクトリ、前記バックアップメモリ上の保
   留データの管理情報を有するバックアップメモリディレ
   クトリの情報の更新を、前記複数のプロセッサ中のいず
   れか１つのプロセッサが、他のプロセッサを排他しつつ
   シーケンシャルに行うとともに、任意のプロセッサが障
   害で動作停止したことを検出した時点で、該プロセッサ
   が前記キャッシュディレクトリ情報とバックアップメモ
   リディレクトリ情報のいずれを更新中であったかを同定
   し、そのいずれかの管理情報の更新の完結している方に
   対応するメモリから、前記書込み保留データをディスク
   ドライブに書込むことを特徴とする障害処理方法。 ２、前記各動作に加えて、前記二つのディレクトリ情報
   をイニシャライズして、前記纏め書き動作を再開するこ
   とを特徴とする請求項１記載の障害処理方法。 ３、前記各動作に加えて、前記障害プロセッサがリセッ
   トで再起動せず、永久障害となった場合に、これを検出
   した時点で、前記永久障害が前記キャッシュディレクト
   リ情報とバックアップメモリディレクトリ情報のいずれ
   を更新中に発生したかを同定し、そのいずれかの管理情
   報の更新の完結している方に対応するメモリから、前記
   書込み保留データをディスクドライブに書込むとともに
   、前記二つのディレクトリ情報を再使用可能な形にイニ
   シャライズして、前記纏め書き動作を再開することを特
   徴とする請求項１記載の障害処理方法。 ４、複数のプロセッサ、キャッシュメモリおよびキャッ
   シュのバックアップメモリを内蔵し、ホストコンピュー
   タからのディスクドライブに対する書込みを一時的に前
   記キャッシュメモリとバックアップメモリに保留した時
   点で、ホストコンピュータに書込み終了を報告し、ホス
   トコンピュータのデータ書込み動作とは非同期に、前記
   キャッシュ上の保留データをディスクドライブに書込む
   動作（纏め書き動作）を行うディスク制御装置において
   、前記キャッシュ上の保留データの管理情報を有するキ
   ャッシュディレクトリ、前記バックアップメモリ上の保
   留データの管理情報を有するバックアップメモリディレ
   クトリの情報の更新を、前記複数のプロセッサ中のいず
   れか１つのプロセッサが、他のプロセッサを排他しつつ
   シーケンシャルに実行中に、当該プロセッサと各ディレ
   クトリとを結ぶ書込みパスの障害発生を検出した時点で
   、該障害パスを使用中であったプロセッサを永久障害状
   態として、該永久障害が前記キャッシュディレクトリ情
   報とバックアップメモリディレクトリ情報のいずれを更
   新中に発生したかを同定し、そのいずれかの管理情報の
   更新の完結している方に対応するメモリから、前記書込
   み保留データをディスクドライブに書込むとともに、前
   記二つのディレクトリ情報を再使用可能な形にイニシャ
   ライズして、前記纏め書き動作を再開することを特徴と
   する障害処理方法。 ５、前記キャッシュディレクトリ情報とバックアップメ
   モリディレクトリ情報を、前記ホストコンピュータから
   の書込み対象となる各ディスクドライブ対応に独立した
   データ構造とし、前記各動作を各ディスクドライブ対応
   に行うことを特徴とする請求項１〜４記載の障害処理方
   法。 ６、複数のプロセッサ、キャッシュメモリおよびキャッ
   シュのバックアップメモリを内蔵し、ホストコンピュー
   タからのディスクドライブに対する書込みを一時的に前
   記キャッシュメモリとバックアップメモリに保留した時
   点で、ホストコンピュータに書込み終了を報告し、ホス
   トコンピュータのデータ書込み動作とは非同期に、前記
   キャッシュ上の保留データをディスクドライブに書込む
   動作（纏め書き動作）を行うディスク制御装置において
   、前記キャッシュ上の保留データの管理情報を有するキ
   ャッシュディレクトリ、前記バックアップメモリ上の保
   留データの管理情報を有するバックアップメモリディレ
   クトリの情報の更新を、前記複数のプロセッサ中のいず
   れか１つのプロセッサが、他のプロセッサを排他しつつ
   シーケンシャルに行う如く制御する手段と、任意のプロ
   セッサが障害で動作停止したことを検出する手段と、該
   障害で動作停止したプロセッサが前記キャッシュディレ
   クトリ情報とバックアップメモリディレクトリ情報のい
   ずれを更新中であったかを同定する手段を設けたことを
   特徴とする障害処理装置。 ７、前記各手段に加えて、前記障害プロセッサがリセッ
   トで再起動せず、永久障害となった場合にこれを検出す
   る手段と、前記永久障害となったプロセッサの存在を検
   知した場合に、当該プロセッサがロック中の前記キャッ
   シュディレクトリまたはバックアップメモリディレクト
   リのロックを強制的に解除した後、他のプロセッサが取
   得することを可能とする手段を設けたことを特徴とする
   請求項６記載の障害処理装置。