JPH04233625A - ディスクセクタ解析方法 - 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】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、コンピュータシステム
のディスクドライブ制御に関し、特にパーソナルコンピ
ュータに用いられるインテリジェント超大容量ディスク
ドライブアレイサブシステムのバックグラウンドモード
でのディスクドライブセクタ解析を実行するための方法
に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、マイクロプロセッサ及びこれを用
いているパーソナルコンピュータは、より一層強力なも
のとなっている。現在のパーソナルコンピュータは、２
０〜３０年前のメインフレームコンピュータをはるかに
しのぐ容量を有しており、かつ最近製造されるようにな
った多メインフレーム及びミニコンピュータの容量に近
づいている。３２ビット幅のワードサイズを有するマイ
クロプロセッサが現在主に利用されているが、過去にお
いては、８ビット及び１６ビットが一般的であった。

【０００３】パーソナルコンピュータシステムは、毎年
のように発達し、新しい用途が毎日発見されている。用
途が変わることの結果として、この用途は、完全なコン
ピュータシステムを形成する種々のサブシステムへの異
なった要求を有している。生産量の要求及びその結果と
しての規模の経済性のために、できるかぎり多くの共通
特徴が高容量ユニットと結びつけられることが好ましい
。このことは、一般的には電源、種々の大容量記憶装置
を取り付ける設備及びシステムボードを含み、かつ、マ
イクロプロセッサ、マイクロプロセッサに関する回路、
他のサブシステムを含む回路ボードを接続するコネクタ
、マイクロプロセッサと回路ボードとを連結することに
関する回路及びメモリをこの順序で結合する基本的シス
テムユニットを発達させることによりパーソナルコンピ
ュータ業界で起こった。コネクタ及び変換可能な回路ボ
ードを用いることにより、各コンピュータシステムに対
し所望の容量であるサブシステムが、簡単にコンピュー
タシステムと結合されることが可能となった。交換可能
な回路ボードの使用は、サブシステムが簡単に設計でき
かつシステムユニット設計者及び交換可能な回路ボード
設計者によって非互換にされることから問題が生じない
ように、インターフェイスすなわちバス基準の発達を必
要とする。

【０００４】交換可能な回路ボード及びインターフェイ
ス基準（種々の信号がバスによって全てのコネクタに供
給されることから、通常はバススペックと呼ばれる）を
用いることは、インターナショナル・ビジネス・マシン
（ＩＢＭ）社の最初のパーソナルコンピュータであるＩ
ＢＭ　　ＰＣにおいて始めて組み入れられた。ＩＢＭＰ
Ｃはマイクロプロセッサとしてインテル（Ｉｎｔｅｌ）
社の８０８８を用いていた。８０８８は、８ビット（１
バイト）の外部データインターフェイスを有しているが
、内部では１６ビットワードで稼動する。８０８８は２
０本のアドレス線を有しており、これは８０８８が最大
１メガバイトまでのメモリに直接アドレスできることを
意味する。さらに当初のＩＢＭ　　ＰＣにおいて上記組
み入れのために用いられたメモリ部品は、現在のものに
くらべて遅くて高価なものであった。また、当時のコス
ト面からは簡単な装置しか利用できなかったため、ビデ
オ出力ユニットや超大容量記憶装置ユニットのような種
々のサブシステムは、複雑でもなく低いパフォーマンス
レベルしか有していなかった。

【０００５】これら種々の要素及び構成物の選択を心に
置いて、インターフェイス基準は発達し、ＩＢＭ　　Ｐ
Ｃに用いられた。上記基準では、個々のラインが、入出
力（Ｉ／Ｏ）すなわちメモリスペースの読出し／書込み
稼動（オペレーション）を示す２０本のアドレス線及び
８本のデータ線を利用し、かつ、割込み及び直接メモリ
転送（ＤＭＡ）チャンネルの限定された能力を有した。 構成物の複雑度は、必要な稼動が起こることを可能とさ
せるために、より大きな柔軟性すなわちインターフェイ
ス基準の容量を必要としない。このインターフェイス基
準は数年間は成功した。

【０００６】コンピュータ及びエレクトロニクス産業で
は避けられないことだが、種々の部品の能力は劇的に増
大する。メモリ物品の価格は下がったが、能力及びスピ
ードは増大した。超大容量記憶装置サブシステムのパフ
ォーマンス比及び容量は、以前からのフロッピーディス
クユニットの代わりにハードディスクユニットを組み入
れることにより増大させられることが一般的である。ビ
デオプロセッサ技術は、高解像度カラーシステムが十分
実現できるように改良された。こういった発達が現存す
るＩＢＭ　　ＰＣインターフェイス基準の容量を圧迫し
たので、インターフェイス基準の数々の制限が問題とな
った。インテル社の８０２８６が導入されたことにより
、ＩＢＭ社はＡＴと呼ばれる新しいより強力なパーソナ
ルコンピュータを発展させた。８０２８６は、１６ビッ
トのデータパス及び２４本のアドレス線を有しているの
で、１６メガバイトのメモリに直接アドレスすることが
できる。さらに、８０２８６は、稼動スピードが増大し
ており、８０８８にパフォーマンス制限をつけていた多
くの操作が実行可能である。

【０００７】現存したサブシステム回路ボードが新しい
ＡＴに用いられるように要求されていたので、ＰＣに用
いられていたインターフェイス基準が利用され拡張され
た。新しいインターフェイス基準は、産業基準アーキテ
クチュア（ＩＳＡ）として知られるように発展した。各
ロケーションへの第２のコネクタが、拡張に用いられた
信号のための付加的ラインを含むように補われた。これ
らのラインは、２４ビットのアドレス指定容量及び１６
ビットのデータ転送を用いることができるような付加的
なアドレス及びデータ線と、付加的割込み及びＤＭＡ線
と、サブシステム回路ボードが拡張特性を用いることが
できたかどうかを示す線とを含むものであった。

【０００８】アドレス値は稼動サイクルのかなり早い時
期に８０２８６マイクロプロセッサにより提供されるが
、ＰＣインターフェイスが設計された８０８８のタイミ
ング基準と異なるために、ＰＣインターフェイス基準は
上記アドレスの初期部分を利用することができなかった
。稼動がインターフェイス基準メモリタイミングスペッ
クに制限されて８０２８６の有するレートでの稼動が不
可能であったので、上記のことは稼動スピードを制限し
ていた。そのために、以前からあった新しく加えられた
アドレス信号はサイクルの早期に存在していた。このア
ドレス単一タイミングの変化は、上記アーキテクチュア
の拡張部分を利用する稼動をより早くさせる。より高い
パフォーマンスを行う部品が存在すれば、システムマイ
クロプロセッサすなわちバスを稼動させるＤＭＡコント
ローラの他にマスタユニットを有することが可能であっ
た。しかしながら、新しい１６ビット基準又は古い８ビ
ット基準で稼動させられる回路ボードと協働させる必要
があることから、各マスタユニットはすべての可能な回
路ボードの組み合わせで稼動することが必要であった。 マスタユニットはシステムボード及びマスタユニット上
のロジック及び回路によりすでに実行された多くの機能
及び特性と協働しなければならなかったので、上記のこ
とはマスタユニットの複雑度を増し、部品の重複につな
がった。

【０００９】さらに、マスタユニットは、バスのゲイン
制御をするためのＤＭＡコントラーラ、制限優先化及び
与えられたコンピュータシステム中にあるマスタユニッ
トの数を利用することが要求される。

【００１０】部品の容量は増大し続けた。メモリスピー
ド及びその大きさ、超大容量記憶装置ユニット及びその
大きさ、並びにビデオユニット解像度の増大により、イ
ンテル社は８０３８６マイクロプロセッサを導入した。 部品容量が増大したことはマスタユニットの使用への要
望を強めたが、マスタユニットのパフォーマンスはＩＳ
Ａのスペック及び容量により制限されていた。８０３８
６は、３２ビットのアドレスを用いて４ギガバイトのメ
モリに直接アドレスする容量を提供し、３２ビット幅の
データ変換を可能にしたので十分利用されなかったが、
これはＩＳＡ基準が１６ビットデータと２４ビットアド
レスのみとを許すものであるからであった。

【００１１】情報及びファイルがサーバと呼ばれる一つ
のコンピュータ中に貯えられておりそれが制限された（
超大容量でない）容量を有するローカルワークステーシ
ョンに分配されるというローカルエリアネットワーク（
ＬＡＮ）の概念は、サーバに必要とされる高容量部品の
コストがかなり安いこと、及び、ワークステーションの
ための部品のコストが安いことにより実用的なものとな
った。ＩＳＡを発展させる段階で行われたことと同様な
拡張が、８０３８６の容量を利用するためになされた。 しかしこのタイプの拡張はある短所を有していた。 ＬＡＮの出現、及びサーバ並びにＣＡＤアニメーション
に用いられるビデオグラフィックワークステーションの
高性能要求により、高いデータ転送速度が重大事として
要求されるようになった。たとえわずかに短い基準サイ
クル時間が提供されとしても、ＩＳＡを発展させる段階
で行われたことと同様な拡張により上述の容量は提供さ
れなかったであろう。なぜなら、これによっても性能は
所望のレベル以下に止まるからであったであろうからで
ある。

【００１２】コンピュータシステムの性能が増大したこ
とにより、固定ディスクドライブのような超大容量記憶
サブシステムが、コンピュータから及びコンピュータへ
のデータ転送において重要な役割を占めるようになた。 過去数年間、超大容量記憶サブシステムにおける新しい
流行が、データ転送性能、容量及び信頼度を改良するた
めに現れた。これは一般的にはディスクアレイサブシス
テムとして知られるものである。ディスクアレイのデザ
インに関する文献が近年多数出版された。これには、「
Ｃｏｎｓｉｄｅｒａｔｉｏｎｓ　ｉｎ　ｔｈｅ　Ｐｅｓ
ｉｇｎ　ｏｆ　ａ　ＲＡＩＤ　Ｐｒｏｔｏｔｙｐｅ」〔
シュルツ（Ｍ．Ｓｃｈｕｌｚｅ）著、レポートナンバー
ＵＣＢ／ＣＳＤ　　８８／４４８，１９８８年８月，カ
リフォルニア州立大学バークレー校コンピュータ科学部
〕、「Ｃｏｄｉｎｇ　Ｔｅｃｈｎｉｑｕｅｓ　ｆｏｒ　
Ｈａｎｄｌｉｎｇ　Ｆａｉｌｕｒｅｓ　ｉｎ　Ｌａｒｇ
ｅ　Ｄｉｓｋ　Ａｒｒａｙｓ」〔ギブソン（Ｇ．Ｇｉｂ
ｓｏｎ），ヘレールシュタイン（Ｌ．Ｈｅｌｌｅｒｓｔ
ｅｉｎ）、カープ（Ｒ．Ｋａｒｐ），カッツ（Ｒ．Ｋａ
ｔｚ）及びパターソン（Ｄ．Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ）著、
レポートナンバーＵＣＢ／ＣＳＤ　　８８／４７７，１
９８８年１２月，カリフォルニア州立大学バークレー校
コンピュータ科学部〕及び「Ａ　Ｃａｓｅ　Ｓｔｕｄｙ
　ｆｏｒ　Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ　Ａｒｒａｙｓ　ｏｆ　
Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ　Ｄｉｓｋｓ　（ＲＡＩＤ）　
」〔パターソン、ギブソン及びカッツ著、１９８８年６
月にイリノイ州シカゴで行われたＡＣＭＳＩＧＭＯＤ　
　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ〕が含まれている。

【００１３】ディスクアレイサブシステムの確立を望む
ひとつの理由は、非常に高いデータ転送速度を有する論
理装置を創るためである。これは、多数の基準ディスク
ドライブを組み合わせて、これらの装置から（又はこれ
らの装置へ）コンピュータシステムメモリへデータを転
送することにより達成される。もしｎ個の装置が組み合
わせられれば、データ転送速度はｎ倍になる。このスト
リッピングと呼ばれる技術は、第２の記憶装置からの（
又はこの装置への）データの大量転送が要求されるスー
パーコンピュータにおいて最初に取り入れられた。この
やり方では、多数の装置が、単一の論理装置としてアド
レスされてもよいし、さらにソフトウェア又はアードウ
ェアのどちらかによって実行されてもよい。ディスクア
レイサブシステムは、データ冗長性及び／又はデータ回
復容量を備えるようにされてもよい。

【００１４】データ冗長性及びデータ回復の２つの技術
は、破滅的装置故障が起こったときに、データを貯える
ために用いられるのが一般的である。ひとつの技術はミ
ラードライブ（ｍｉｒｒｏｒｅｄ　　ｄｒｉｖｅ）であ
る。ミラードライブは、各データドライブに冗長性デー
タドライブを創る。ミラードライブ故障許容技術を利用
するディスクアレイの書込みは、主データディスク及び
そのミラードライブへの書込みという結果をもたらす。 この技術によりディスクアレイ性能の損失は最小となる
。しかしながら、ミラードライブ故障許容技術を用いる
ことにはある不利益が存在する。主な不利益は、この技
術は冗長性目的のためにある総データ記憶装置の５０％
を用いるということである。このことにより、バイトあ
たりの記憶装置のコストはかなり高いものとなる。

【００１５】ミラードライブ以外の他の技術は、アレイ
中の種々のドライブに書込まれているデータブロックを
読み出し、かつ、アレイ中の保存されているすなわちパ
リティドライブに書込まれるパリティ情報を創る既知除
外すなわちＸＯＲ技術を用いるというパリティを用いる
技術である。これの長所は、データ冗長性及び回復のた
めに用いられるデータ記憶装置の量を最小にするために
用いることができるということである。８ドライブアレ
イにおいては、パリティ技術はパリティ情報として用い
られる１つのドライブを必要とするので、総記憶装置の
１２．５％が冗長性のために用いられるが、これに対し
てミラードライブ故障許容技術においては５０％が用い
られていた。つまりパリティドライブ技術はデータ記憶
装置のコストを低下させる。しかしながら、パリティド
ライブ技術にも多くの欠点がある。その中で主なものは
、データドライブが更新されるとパリティドライブも各
時間において更新されなければならないというような、
ディスクアレイ中での性能損失である。データは、デー
タをデータドライブに書込むのと同様にパリティドライ
ブに書込むために、ＸＯＲ過程を被らなければならない
。

【００１６】２番目の欠点は、ＸＯＲパリティ情報生成
を行うためにシステムプロセッサを用いることである。 このことは、ドライブデータがＸＯＲパリティ情報を創
るためにドライブから転送バッファ、システムプロセッ
サローカルメモリへ転送されるということ、及び、デー
タが転送バッファを経てドライブに送り戻されるという
ことを要求する。その結果として、ホストシステムプロ
セッサは、ＸＯＲパリティデータの生成を管理する際に
大きな負担をかけられる。ディスクアレイコントローラ
中のローカルプロセッサを用いることも、システムプロ
セッサのときと同じような問題に多くぶつかる。ドライ
ブデータは、ＸＯＲパリティ情報を創るためにふたたび
、ドライブから転送バッファ、ローカルプロセッサメモ
リへ送られ、転送バッファを経てパリティドライブに戻
される。このデータエラー訂正については、米国特許第
４、６６５、９７８号に記載されている。

【００１７】

【発明が解決しようとする課題】ディスクアレイにおけ
るミラー又はパリティ故障許容技術の実行により、ディ
スクアレイ中のデータ冗長性及び回復容量が大きく改善
される。しかしながら、これはディスクアレイ中のデー
タ損失を導くという状態を招く。これらの状態は、パリ
ティ又はミラーディスク上のディスクセクタが故障した
ときに、データディスク上の相当するディスクセクタの
故障につづいて発生する。こうした場合、ミラー又はパ
リティディスクが故障しそれが検出又は訂正されないと
きには、データは再生成され得ない。

【００１８】たとえば、データベースは、ディスクアレ
イにまず書込まれ、かつ、記録が更新されることなしに
何度も読出しされる多数のデータ記録を含む。最初の書
込み操作時中には、データドライブに書込まれたデータ
はＸＯＲパリティ情報を生成するために用いられる。デ
ータはアレイ中のデータディスク上のデータドライブセ
クタに書込まれ、それに対応するＸＯＲパリティ情報は
パリティドライブ上の対応するセクタに書込まれる。デ
ータドライブが故障したとき、データはパリティドライ
ブ及びその他のデータドライブからのＸＯＲパリティ情
報を用いて再生成されてもよい。破滅的なドライブ故障
が起こると、ハードディスクの多くの同相の故障がディ
スクトラックの１つ以上のディスクセクタに破損又は読
出し不可能を生じさせる。ディスクセクタデータは、残
りのデータディスク及びＸＯＲパリティディスクを利用
して再生成されてもよい。残りのデータディスク及びパ
リティディスクの対応するセクタは、決まったディスク
セクタデータを再生成するために読出されてもよい。再
生成されたデータは総データディスク再生成過程の一部
として置換えディスクに読出されてもよいし、再生成さ
れたデータは現存するディスク上の新しいセクタに再マ
ッピングされてもよい。

【００１９】この条件の元では、ディスクコントローラ
は、対応するデータドライブセクタへの書込みが起こる
か又はパリティセクタが１つ以上のディスクドライブへ
のデータを生成するために読出されるかしなければ、パ
リティディスクにアクセスしない。しかし、パリティデ
ィスクは、アレイ中のデータドライブと同じくらいディ
スク故障を起こしやすい。稼動の間に、パリティドライ
ブ上のセクタは破損又は故障してしまうであろう。この
故障は、パリティディスクがディスクコントローラによ
りアクセスすることができないときは検出されない。こ
のように、データディスク上のセクタに対応するＸＯＲ
パリティ情報はディスクコントローラ又はパリティディ
スクセクタ故障に気付いているユーザなしでは破損又は
損失する。もし対応するデータドライブセクタが破損又
は故障すれば、ディスクアレイは、パリティ故障許容技
術を用いてもデータを再生成できない。

【００２０】同様のことは、ミラードライブ故障許容技
術がディスクアレイに用いられた場合にも起こる。パリ
ティ故障許容のときのようなことは、記録が最初データ
ドライブに書込まれかつデータが更新されることなしに
多数回読出されるときに起こる。最初の書込み要求は、
データディスク及びこれに対応するミラーディスクへの
書込みコマンドを生成する。その後の読出し要求は、ミ
ラーディスク上の対応するセクタを読出しすることなし
に、データディスク上のセクタへのディスクコントロー
ラにより指図される。このコントローラは、書込みコマ
ンドがデータディスクに与えられるか又はデータディス
ク故障のときにミラーディスクがデータを再生成するた
めに読み出されるかでなければ、ミラーディスクにアク
セスできない。

【００２１】ミラーディスク上の、規定以上に稼動させ
られるセクタは、破損又は故障するであろう。読出し要
求がデータディスクにされてミラーディスクにはされな
いとき、この故障はディスクアレイコントローラ又はユ
ーザにより検出されない。このように、ドライブコント
ローラ及びユーザはミラーディスクアレイ故障に気付か
ない。ディスクアレイは、データディスクセクタが破損
又は故障しそれに対応するミラードライブセクタがすで
に破損又は故障していたならば、データを再生成するこ
とができない。

【００２２】このようなことは、ミラードライブがデュ
プレックスディスクコントローラを用いて管理されてい
るときには起こらない。デュプレックス環境では、セパ
レートコントローラが、データ及びミラードライブを管
理するために用いられる。最初の書込み要求は、各ドラ
イブへの各コントローラにより生成される書込みコマン
ドとなる。その後の読出し要求もまた両方のドライブコ
ントローラに送られる。稼動システムは、どちらのコン
トローラが読出し要求を最初にそろえるかによって、デ
ータ又はミラーのどちらかのディスクコントローラから
のデータを受取る。よって、ひとつのディスクは名ばか
りのミラーディスクとされるが、それは多くの場合は最
初のデータディスクとして役立つ。さらに、もしどちら
かのドライブが不良になれば、各コントローラが要求に
反応するので、エラーが稼動システムに供給される。よ
って、たとえデータが他のドライブから使用されても、
エラーが報告される。よって、たとえパリティ又はミラ
ー故障許容技術が用いられても、データ損失が起こる。

【００２３】

【課題を解決するための手段】本発明は故障許容インテ
リジェントディスクアレイコントローラシステムを有す
るパーソナルコンピュータの使用のためのもので、上記
コントローラは、コンピュータシステムホストによる管
理を受けないでドライブパリス（ｐａｒｉｓ）に接続さ
れる８つまでの基準集積ディスクドライブのアレイの稼
動を管理することができるものである。特に本発明は、
ディスクセクタ集積度を確かめるためのバックグラウン
ドタスクのような、パリティ及びミラーディスクを含む
アレイ中のすべてのディスクへの読出し要求を生成する
ことによるディスク表面解析を行う方法に関する。

【００２４】本発明の方法は、マルチタスク環境で稼動
するローカルマイクロプロセッサを有するインテリジェ
ントディスクアレイサブシステムコントローラにおいて
用いられるべきものである。本発明の方法では、ディス
ク活動のない所定の時間後にバックグラウンドタスクが
始まる。バックグラウンドタスクは、故障許容及びデー
タ冗長性に割り当てられたディスクを含んだすべてのデ
ィスクセクタをアレイ中にあるようにするディスクコン
トローラにより処理される読出し要求（読出されてセク
タ集積度をチェックされる）を創る。個々の読出し要求
は、ローカルプロセッサにより管理され、セクタ読出し
中の集積度情報を示す成功又は故障コードを送り返す。 本方法はホストプロセッサに読出し故障を知らせる手段
を含んでいるので、訂正行為がなされる。本発明では、
ディスクアレイ中のすべてのセクタが読出され確認され
るまで、バックグラウンドモードでの読出し要求を生成
し続ける。すべてのセクタの読出しが完了すると、本発
明ではアレイ全体についての読出し確認が始まる。本発
明では、ディスクアレイサブシステムが活発に読出し書
込み操作を行っているということを検出したときにバッ
クグラウンドタスクが非活性状態になるというように、
上述の読出し確認過程によりディスクアレイサブシステ
ム性能が逆に影響を受けるということがない。バックグ
ラウンドタスクは所定時間だけ待機した後に活性状態と
なり、ディスクアレイがまだ読出し又は書込み操作をし
ているかどうかを決定するテストをする。もしまだビジ
ーであれば、バックグラウンドタスクは再び所定期間だ
け非活性状態となる。もしディスクアレイが非活性状態
であればタスクは再びディスクアレイに読出し要求を送
り始める。本発明ではアレイ中のすべてのディスクメモ
リロケーションが確認されるまで、読出し要求が送り続
けられる。このタスクの完了に続いて、本発明では、再
びディスクアレイに読出し要求が送り出され始め、上述
の過程が繰り返される。

【００２５】本発明のより詳細な理解は、以下の実施例
及び図面により得られるであろう。

【００２６】

【実施例】Ｉ．コンピュータシステム概説図１及び図２
において、Ｃは本発明の一実施例であるコンピュータシ
ステムを表す。システムＣは図面上２つの部分に分けら
れているが、図１と図２は１から８の番号で相互連結さ
れるものとする。システムＣは４つのバスを通じて互い
に連結されているいくつかのブロック要素を備えている
。

【００２７】図１にはコンピュータシステムＣが描かれ
ている。中央処理ユニット（ＣＰＵ）は、プロセッサ２
０、数値コプロセッサ２２、キャッシュメモリコントロ
ーラ２４及びローカルプロセッサバス２６に接続されて
いる論理回路を備える。キャッシュコントローラ２４と
関連づけられているのは、高速キャッシュデータランダ
ムアクセスメモリ（ＲＡＭ）２８、キャシュ不能メモリ
アドレスマッププログラミング論理回路３０、キャッシ
ュ不能アドレスメモリ３２、アドレス交換ラッチ回路３
４及びデータ交換トランシーバ３６である。ＣＰＵと関
連づけられているのは、ローカルバスレディアドレスイ
ネーブルロジック回路４０、論理回路３８、次アドレス
イネーブル論理４０及びバス要求論理回路４２である。

【００２８】プロセッサ２０は好ましくはインテル社の
８０３８６マイクロプロセッサである。プロセッサ２０
は、ローカルプロセッサバス２６に連結されている制御
、アドレス及びデータ線を有している。コプロセッサ２
２は、通常のやり方でローカルプロセッサバス２６及び
プロセッサ２０に連結されるインテル社の８０３８７及
び／又はワイテック（Ｗｅｉｔｅｋ）　　ＷＴＬ　　３
１６７数値コプロセッサであることが好ましい。キャッ
シュＲＡＭ２８は、キャッシュコントローラ２４の制御
のもとでバス９６のアドレス及びデータ要素と連結して
要求されるキャッシュメモリ稼働を実行するために高速
静的ＲＡＭであることが好ましい。キャッシュコントロ
ーラ２４は２ウェイセット連想マスタモードで稼働する
ようにインテル社の８２３８５キャッシュコントローラ
であることが好ましい。図１及び図２において、部品は
、各ユニットの３３メガヘルツバージョンである。アド
レスラッチ回路３４及びデータトランシーバ３６はキャ
ッシュコントローラ２４とプロセッサ２０とを連結し、
ローカルプロセッサバス２６とホストバス４４との間に
ローカルバスインターフェイスを提供する。回路３８は
、アクセスを制御するためにローカルバス２６にバスレ
ディ信号を供給しかついつ次のサイクルが始まることが
できるかを示す論理回路である。イネーブル回路４０は
、パイプラインアドレスモードのサブシステム要素によ
り利用されるデータ又はコードの次アドレスがローカル
バス２６に配置できることを示すために用いられる。

【００２９】キャッシュ不能メモリアドレスマッププロ
グラマー３０は、プロセッサ２０及びキャッシュ不能ア
ドレスメモリ３４と協働してキャッシュ不能メモリロケ
ーションをマップする。キャッシュ不能アドレスメモリ
３２は、多くのタイプのキャッシュメモリ不一致を避け
るためにシステムメモリのエリアがキャッシュ不能であ
るようにする。バス要求論理回路４２は、要求されたデ
ータがキャッシュメモリ２８になくてシステムメモリへ
のアクセスが要求されるときのような状態ではホストバ
ス４４へのアクセスを要求するためにプロセッサ２０及
び関連する要素によって利用される。

【００３０】図面においては、システムＣは、プロセッ
サバス２６、ホストバス４４、拡張型ＩＳＡ（ＥＩＳＡ
）バス４６（図２）及びＸバス９０を有している。図２
に詳しく描かれていない部分は本発明において重要では
ない。図２に描かれているシステムＣの部分は、ＥＩＳ
Ａバス４６とホストバス４４との間を連結するために、
ＥＩＳＡバス４６、ＥＩＳＡバスコントローラ４８、デ
ータラッチ及びトランシーバ５０、アドレスラッチ及び
バッフア５２を含むＥＩＳＡシステムである。また、図
２には、ＥＩＳＡをもとにしたコンピュータシステムに
用いられる多くの要素と合同する集積システム周辺機器
５４が示されている。

【００３１】集積システム周辺機器（ＩＳＰ）５４は、
プロセッサ２０へのアクセスを必要としないでメインメ
モリ５８（図１）すなわちＥＩＳＡスロット及び入力／
出力（Ｉ／Ｏ）ロケーションに含まれているメモリへの
アクセスを制御するＤＭＡコントローラ５６を含む。メ
インメモリアレイ５８は、ローカルメモリと考えられ、
システムの所定の要求を調節するために好ましい大きさ
のメモリ回路アレイを備える。ＩＳＰ５４は、割込みコ
ントローラ７０、ノンマスカブル割込み論理７２、及び
、割込み信号の制御を可能にし必要なタイミング信号と
待機状態とをＥＩＳＡスペック及び従来のやり方にした
がって生成するシステムタイマ７４を含む。好ましい具
体例においては、プロセッサ生成割込み信号は、従来の
インテル８２５９割込みコントローラをエミュレート及
び拡張したデュアル割り込みコントロール回路によって
制御される。ＩＳＰはまた、バスコントローラ４８と協
働してＥＩＳＡバス４６への種々の要求をキャッシュコ
ントローラ２４により制御及び調整するバス調整論理７
５、ＤＭＡコントローラ５６及びＥＩＳＡバス４６に位
置するバスマスタ装置を含む。

【００３２】メインメモリアレイ５８は、ダイナミック
ＲＡＭであることが好ましい。メモリ５８は、データバ
ッフア回路６０、メモリコントローラ回路６２及びメモ
リマップ装置６８によりホストバス４４に連結する。バ
ッファ６０は、データトランシービング、パリティ生成
及びチェック機能を行う。メモリコントローラ６２及び
メモリマップ装置６８は、アドレスマルチプレクサ及び
コラムアドレスストローブバッファ６６及びロウアドレ
スイネーブル論理回路６４によりメモリ５３に連結する
。

【００３３】ＥＩＳＡバス４６は、ＩＳＡ及びＥＩＳＡ
制御バス７６、７８、ＩＳＡ及びＥＩＳＡ制御バス８０
、８２、及び、アドレスバス８４、８６、８８を含む。 システム周辺機器は、Ｘバス９０によりＥＩＳＡバス４
６からのＩＳＡ制御バス７６に連結されている。Ｘバス
９０への制御及びデータ／アドレス転送は、Ｘバスコン
トロール論理９２、データトランシーバ９４及びアドレ
スラッチ９６によりなされる。

【００３４】Ｘバス９０には、Ｘバス９０とキーボード
並びにマウスとをコネクタ１００、１０２で連結するキ
ーボード／マウスコントローラ９８のような種々の周辺
機器が備えられる。その他にも、システムＣ及びシステ
ムビデオ稼働のための基本稼働ソフトウェアを含むＲＯ
Ｍ回路１０６がＸバス９０に備えられる。直列通信ポー
ト１０８がＸバス９０によりシステムＣに接続される。 フロッピー及び固定ディスクサポート、並列ポート、第
２の直列ポート、及び、ビデオサポート回路が、Ｘバス
９０に接続されるブロック回路１１０に備えられる。

【００３５】ＩＩ．ディスクコントローラディスクアレ
イコントローラ１１２は、ＥＩＳＡバスを通してデータ
及びアドレス情報の通信をするためにＥＩＳＡバス４６
に接続されている。固定ディスクコネクタ１１４は、固
定ディスクサポートシステムに接続され、固定ディスク
アレイ１１６に接続されている。図３には、本発明が用
いられているディスクアレイコントローラ１１２の概略
的なブロック図が示されている。図３のディスクコント
ローラは、本発明が稼働する環境を示すためのものであ
る。本発明の方法は、マイクロプロセッサを基とするイ
ンテリジェントアレイコントローラを有し、多くの従来
型ボードディスクコントロールシステムと共にシステム
マイクロプロセッサにより行わせることができるすべて
のパーソナルコンピュータシステムディスクアレイにつ
いて実用可能である。

【００３６】ディスクアレイコントローラ１１２は、好
ましくは、３２ビットＥＩＳＡバスマスタ拡張型ボード
のためにつくられ、すべてのＥＩＳＡ制御、アドレス及
びＥＩＳＡバスによる転送に必要なデータ信号を備える
インテル社の８２３５５であるマスタインターフェイス
コントローラ１１８（ＢＭＩＣ）を含む。ＢＭＩＣ１１
８は、ディスクアレイシステムとシステムメモリとの間
の１６及び３２ビットバースト転送を支持する。さらに
、ＢＭＩＣは、拡張型ボードとＥＩＳＡ及びＩＳＡ装置
との間でデータサイズの変化する転送をさせる。

【００３７】ディスクアレイコントローラ１１２は、互
換性ポートコントローラ（ＣＰＣ）１２０をも含む。Ｃ
ＰＣ１２０は、ＥＩＳＡ容量の利点を用いるためではな
く、ＥＩＳＡバス４６と現存するホストドライバソフト
ウェアとの間の通信機構としてつくられる。

【００３８】ディスクライエコントローラ１１２には、
好ましくはインテル社の８０１８６であるマイクロプロ
セッサ１２２も含まれている。ローカルプロセッサ１２
２は、ＢＭＩＣ１１８、ＣＰＣ１２０及び転送チャンネ
ルコントローラ１２４とに連結されている制御、アドレ
ス及びデータ線を有している。さらに、ローカルプロセ
ッサ１２２は、ディスクアレイ中にあるＲＯＭ１２６及
びダイナミックＲＡＭ１２８に連結されている。

【００３９】転送チャンネルコントラーラ（ＴＣＣ）１
２４は、ディスクシステムにより転送される貯蔵データ
に用いられる静的ＲＡＭ転送バッファ１３０にアクセス
する４つの主ＰＭＡチャンネルの稼動を制御する。ＴＣ
Ｃ１２４は、ＤＭＡチャンネルを、ＢＭＩＣ１１８、Ｃ
ＰＣ１２０、ローカルプロセッサ１２２及びディスクア
レイＤＭＡチャンネル１１４に割り当てる。ＴＣＣ１２
４は、４つのチャンネルからの要求を受取り、各チャン
ネルに優先順位レベルを割り当てる。ローカルプロセッ
サ１２２は最高位の優先順位レベルを有している。ＣＰ
Ｃ１２０チャンネルは第２位の優先順位レベルを有して
いる。ＢＭＩＣ１１８チャンネルが第３位の、ディスク
アレイＤＭＡチャンネル１１４が最下位の優先順位レベ
ルを有している。

【００４０】ディスクアレイＤＭＡチャンネル１１４は
４つのディスクドライブサブチャンネルを備える。この
４つのディスクドライブサブチャンネルは、ディスクア
レイにある８つの異なったディスクアドライブのいずれ
か一つに割り当てられる。この４つのディスクドライブ
サブチャンネルは、ディスクアレイＤＭＡチャンネル中
では等しい優先順位を有している。上記サブチャンネル
は、ディスクアレイＤＭＡチャンネルの源となるために
等しく交替される。上記サブチャンネルのひとつは、活
性ＤＭＡ要求がある場合に限り順番に差し込まれる。残
りの３つのサブチャンネルは、交替中はつねに活性状態
である。

【００４１】ディスクアレイコントラーラ１１２の稼動
において、要求は好ましくはＢＭＩＣ１１８を通してデ
ィスクアレイコントローラ１１２に付与される。ＢＭＩ
Ｃ１１８を通したこの要求を受取ったローカルプロセッ
サ１２２は、ローカルプロセッサＲＡＭメモリ１２８に
データ構造をつくる。このデータ構造は、コマンドリス
トとして知られ、ディスクアレイに向けられた簡単な読
出し又は書込み要求でもよく、又は、多数の読出し／書
込みあるいは診断や形状要求を含むより精巧な要求でも
よい。コマンドリストは、その後処理のためにローカル
プロセッサ１２２に付与される。そしてローカルプロセ
ッサ１２２は、データの転送を含んでコマンドリストの
実行を監督する。コマンドリストの実行が行われると、
ローカルプロセッサ１２２は稼動システム装置ドライバ
に通知する。コマンドリストの付与とコマンドリスト完
了の通知は、ＢＭＩＣ１１８Ｉ／Ｏレジスタを用いるプ
ロトコルにより達成される。ディスクアレイコントロー
ラ１１２への多数の要求を可能にするために、これらＩ
／Ｏレジスタは２つのチャンネルに分けられている。そ
の２つとは、コマンドリスト付与チャンネルとコマンド
リスト完了チャンネルである。

【００４２】本発明の方法は、ローカルプロセッサ１２
２（図３）に関するアプリケーションタスクとして実行
される。相互作用入力／出力稼動本来の性質のために、
ローカルプロセッサ１２２の単一バッチタスクとしては
本発明は実用的ではない。よって、ローカルプロセッサ
１２２は、多数のタスクがローカルプロセッサ１２２に
よりアドレスされるようなリアルタイム、マルチタスク
稼動システムを利用する。好ましくは、ローカルプロセ
ッサ１２２の稼動システムは、カダック社（Ｋａｄａｋ
　　Ｐｒｏｄｕｃｔｓ　　Ｌｉｍｉｔｅｄ）のＡＭＸ８
６マルチタスキング実行である。ＡＭＸ８６稼動システ
ムの中核は、本発明の方法に示すアプリケーションに加
えて多くのシステムサービスを備える。

【００４２】本発明のようにコマンドがディスクレイコ
ントローラに付与されるというやり方は、米国特許出願
第４３１，７３７号〔シュメンク（Ｓｃｈｅｍｎｋ）等
、題名「バスマスタコマンドプロトコル」、１９８９年
１１月３日出願、コンパック・コンピュータ・コーポレ
イションに譲渡された〕によりさらに理解されるであろ
う。

【００４３】ＩＩＩ．バックグラウンド表面解析本発明
は、ミラー又はパリティ故障許容技術のような故障許容
技術に当てられたすべてのディスクを含むディスクアレ
イ中のすべてのディスクセクタを、ディスクが非活性状
態のときに続けて読出すような一連の読出し要求を生成
するローカルプロセッサ１２２を教示する方法である。 読出し要求の結果は、読出しが成功したかどうかを定め
るためにローカルプロセッサ１２２によりチェックされ
る。成功でなければ、本発明では、ディスクコントロー
ラにエラーを通知する。

【００４４】Ａ．再スタート 図４は、パワーオフ後のようにコンピュータシステムが
リセットされた後に活性となる再スタートタスク６５０
の流れ図である。再スタートタスク６５０の稼動は、ロ
ーカルプロセッサ１２２がＡＭＸシステムユーティリテ
ィを用いてワンショットタイマタスクを創るというステ
ップ６５１から始まる。制御は、広域ＲＩＳ情報が現デ
ィスクにあるかどうかをローカルプロセッサ１２２が決
めるというステップ６５２に移る。広域ＲＩＳ情報は、
アレイ中のすべてのディスクについて、ヘッド、シリン
ダ、セクタ、トラック当りのセクタなどの数や他の情報
を含んでディスクアレイを記述するものである。これは
、このような情報が貯えられてコンピュータシステムセ
ットアップで初期化されるディスク上の保存ディスクセ
クタのための広域ＲＩＳ（保存情報セクタ）として知ら
れる。もしなければ、制御はステップ６５４に移り、再
スタートタスク６５０はストップし、バックグラウンド
表面解析は行われない。もし広域ＲＩＳ情報があれば、
プロセッサ１２２の制御は、プロセッサ１２２が初期化
タスク６００（図６）を呼出してリセットコードを真に
セットするというステップ６５６に移る。初期化タスク
６００においては、プロセッサ１２２は、チェックされ
るドライブの数、及び、たとえば、ヘッド、トラック並
びにシリンダのドライブあたりの数やトラックあたりの
セクタの数である個々のディスクパラメータのようなス
タートパラメータを決める。

【００４５】初期化タスク６００から戻ると、プロセッ
サ１２２の制御は、現在の広域ＲＩＳが初期値よりも大
きいかどうかをプロセッサ１２２がチェックするという
ステップ６５８に移る。これは、ディスクアレイコント
ローラが本発明を含んでいるかどうかを判定するために
なされる。もしＲＩＳが本発明を含む初期値よりも小さ
ければ、タイマタスク（図８）に用いられる標準遅延パ
ラメータ（ｄｅｆａｕｌｔ　ｄｅｌａｙ　ｐａｒａｍｅ
ｔｅｒ　）が広域ＲＩＳに加えられ、少なくともＲＩＳ
初期値は更新される。タイマ遅延は、広域ＲＩＳを新し
いタイマ遅延期間で更新するコマンドを発するために、
ユーザにより選択的にホストプロセッサ２０でセットさ
れてもよい。これは、本明細書中に述べられていないプ
ログラムにより実行される。好ましくは、タイマ遅延は
１５秒である。もしステップ６５８で現ＲＩＳが初期値
よりも小さいと判定されれば、制御は、広域ＲＩＳが更
新されてタイマ遅延値が標準値にセットされるというス
テップ６６０に移る。その後、制御はステップ６６２に
移る。もしステップ６５８で現ＲＩＳが初期値よりも小
さくないと判定されれば、制御は、初期化タスク６００
で判定されたように、アレイ中の故障許容ドライブの数
がゼロより大きいかをプロセッサ１２２が判定するとい
うステップ６６２に移る。もしゼロより大きくなければ
、プロセッサ１２２の制御は、タスクがストップするス
テップ６６４に移る。 もしゼロより大きければ、制御は、本発明において実際
の表面解析のスタート又は再スタートの前に遅延目的に
用いられるワンショットタイマを初期化するというステ
ップ６６６に移る。その後、制御は、タスクの実行を終
了するステップ６６８に移る。

【００４６】Ｂ．表面解析 図５は、ディスクアレイ中のすべてのディスクセクタへ
の読出し要求を生成するローカルプロセッサ１２２に関
する、本発明に含まれる表面解析タスク５００の流れ図
である。これは、実行されるネクストアクション（ＮＥ
ＸＴ　　ＡＣＴＩＯＮ）変数がバックグラウンド読出し
要求の結果であるかどうかをプロセッサ１２２が決定す
るというステップ５０２から始まる。ネクストアクショ
ンは読出し要求を発するために初期化される。もしネク
ストアクション値が読出し要求の結果であれば、制御は
、未決（ｐｅｎｄｉｎｇ）　論理読出し又は書込み要求
の数がコントローラメモリ１２８中のローカル変数とし
て貯えられるというステップ５０４に移る。そして制御
はステップ５０６に移る。もしステップ５０２でネクス
トアクションが読出し要求の結果でなければ、制御は５
０６に移る。 ステップ５０６ではプロセッサ１２２は初期化タスク６
００を呼出す。ステップ５０６で初期化タスク６００が
呼出されると、ノンリセット状態を示すコードがタスク
６００に送られる。タスク６００から戻ると、制御は、
ステップ５０６で呼出された初期化タスク６００により
決定されたアレイ中の故障許容ドライブの数をプロセッ
サ１２２がチェックするというステップ５０８に移る。 もし上記ドライブの数がゼロであれば、制御は、プロセ
ッサが現タスクを停止させるというステップ５１０に移
る。もし上記ドライブの数がゼロでなければ、制御は、
ネクストアクションに依存するスイッチであるステップ
５１２に移る。

【００４７】もしネクストアクション変数が読出し要求
を発するようにセットされていれば、制御はステップ５
１４に移る。その後、制御は、プロセッサ１２２が、タ
スク５００によりアドレスされた現ドライブにチェック
されるドライブをセットするというステップ５１６に移
る。制御は、ステップ５０６で呼出されたタスク６００
から戻ってきたパラメタを基に現ドライブがアレイ中の
不良ドライブ（ｂａｄｄｒｉｖｅ）であるかを決めると
いうステップ５１８に移る。もし現ドライブが不良であ
れば、制御は、プロセッサ１２２がアレイ中の次ドライ
ブを現ドライブポインタだけインクリメントするという
ステップ５２０に移る。その後、制御はステップ５２２
に移る。もしステップ５１８で現ドライブが不良（故障
）でないと判定されれば、制御はステップ５２２に移る
。ステップ５２２では、ローカルプロセッサ１２２は、
読出し要求によるデータ及び状態コードを戻すために転
送バッファにＲＡＭメモリ１２８を割り当てる。制御は
、読出し要求転送バッファに割り当てるに十分なＲＡＭ
メモリ１２８があるかどうかをプロセッサ１２２がテス
トするというステップ５２４に移る。もし十分なメモリ
１２８がなければ、制御は、タイマタスク６８０が表面
解析タスク５００を再開させるまで実行を停止するとい
うステップ５２６に移る。タイマタスク６８０がタスク
５００を再開させた後、制御はステップ５２８に移る。 十分なメモリ１２８がないということは、ディスクコン
トローラ１１２が多数のＩ／Ｏ転送を実行しようと試み
たときに起こる。つまり、メモリ１２８の不足はアレイ
コントローラ１１２がビジーのときの起こる。ステップ
５２４で十分なメモリ１２８があると判定されると、制
御は、プロセッサ１２２が現ドライブ、ヘッド及びシリ
ンダへの論理読出し要求を生成するというステップ５２
８へ移る。ハードディスクにおいては、トラックは単一
回転ディスクメディアでの半径位置を参照する。 トラック自身は、トラックの半径位置を表す多数のディ
スクセクタを備える。トラック情報あたりのセクタは、
ディスクアレイ中の各ディスクの広域ＲＩＳ情報中に貯
えられる。たいていのハードディスクメディアは多数の
同軸ディスクを備える。よって、各ディスク上の同じト
ラック位置はシリンダとして参照される。ドライブ要求
が特定のヘッドに出されたとき、シリンダ及びディスク
、ディスク及びシリンダ情報は明らかに特定され、トラ
ック情報は特定のディスクと関連したヘッドにより特定
される。本発明では、読出し要求は特定トラック上のす
べてのセクタを読出そうとするものである。

【００４８】制御は、表面解析タスク５００がコントロ
ーラ１１２により行われる読出し要求を優先的に取り扱
うというステップ５３０へ移る。読出し要求の発生方法
及びこの要求のスケジューリングについては、米国特許
出願第４３１，７３７号に詳しい。プロセッサ１２２の
制御は、ネクストアクション変数が読出し要求の結果を
チェックするようにセットされ、読出し要求が完了する
まで実行が停止されるというステップ５３２に移る。読
出し要求が完了すると実行が再開され、制御はステップ
５１２に移る。

【００４９】もしステップ５１２においてタスク５００
によるネクストアクションが読出し要求の結果をチェッ
クすると判定されれば、制御ステップ５３４及び５３６
に移る。ステップ５３６では、プロセッサ１２２は、デ
ィスクセクタ故障を示すエラーコードがリード要求によ
り戻されたかどうか判定するために転送バッファを読出
す。もしリード要求がエラーコードを戻していれば、制
御はステップ５３８に移る。もし読出し要求中のトラッ
ク中のいずれか一つのセクタが故障であれば、エラーコ
ードは戻る。ステップ５３８では、タスク５００はコン
トローラにディスク故障を通知する。故障通知は、ディ
スクコントローラ１１２によりローカルに行われるか、
又は、オペレータあるいはオペレーティングシステムが
どのような訂正行動をもとれるようにＢＭＩＣ１１８を
通してホストシステムに送られてもよい。ローカル的に
行われる訂正行動のひとつの手段は、同じディスク上の
新しいセクタへの故障セクタの自動再マッピングである
。この手段は１９９０年７月２０日に米国において出願
（コンパック・コンピュータ社に譲渡された）された「
Ａｕｔｏｍａｔｉｃ　ｈａｒｄ　ｄｉｓｃ　ｂａｄ　ｓ
ｅｃｔｏｒ　ｒｅｍａｐｐｉｎｇ」に詳しい。しかし、
故障ディスクセクタに含まれるデータのマニュアル調停
及び再生成のような訂正方法が取られることもある。プ
ロセッサ１２２の制御はステップ５４０に移る。もしス
テップ５３６で読出し要求がエラーコードを戻さなかっ
たと判定されると、制御は、プロセッサがこの読出し要
求をディスクコントローラ１１２から優先的に移動させ
るというステップ５４０に移る。これは、読出し要求に
割り当てられたメモリ１２８を割り当て不能にするため
に必要である。もし読出し要求が優先的にされなければ
、ローカルメモリ１２８は割り当て不能とならず、すぐ
に完了した読出し要求、新しい要求及び転送されるデー
タで満たされるであろう。制御は、プロセッサ１２２が
、ドライブ要求からのリターン情報に割り当てられたメ
モリ１２８を割り当て不能とするステップ５４２に移る
。制御は、プロセッサ１２２が新しい読出し要求を発す
るためにネクストアクション変数をセットするというス
テップ５４４に移る。

【００５０】すべてのディスメモリロケーションを読出
すために、本発明では、すべてのディスクセクタが続け
て読出される次に適用されるヘッド、シリンダ及びドラ
イブをインクリメントする。制御は、次のヘッドのイン
クリメントが現在チェックされているドライブのヘッド
最大数を超えるかどうかをプロセッサ１２２が判定する
というステップ５４６に移る。もし現ドライブのヘッド
最大数を超えないと判定されれば、制御は、現ドライブ
の次のヘッドをインクリメントするステップ５４８に移
る。その後、制御はステップ５６４に移る。

【００５１】ステップ５４６で現ヘッドが本ドライブの
ための最後の有効ヘッドであると判定されると、制御は
、現ヘッドポインタをドライブの最初のヘッドにセット
するステップ５５０に移る。制御は、現シリンダがドラ
イブの最後のシリンダであるかをプロセッサ１２２が判
定するステップ５５２に移る。もし最後のシリンダでな
ければ、制御は、現ドライブの次のシリンダを現シリン
ダだけインクリメントするステップ５５４に移る。その
後、制御はステップ５６４に移る。ステップ５５２で現
シリンダが最後の有効シリンダであると判定されると、
制御は、現シリンダをドライブの最初のシリンダに等し
くセットするステップ５５６に移る。そして、制御は、
現ドライブがアレイ中の最後の有効ドライブであるかど
うかを判定するステップ５５８に移る。もしアレイ中の
最後の有効ドライブであれば、制御は、現ドライブをア
レイ中の最初のドライブに等しくセットするステップ５
６０に移る。もしステップ５５８で現ドライブがアレイ
中の最後のドライブでないと判定されると、制御は、ア
レイ中の次のドライブをインクリメントするステップ５
６２に移る。

【００５２】つまり、表面解析タスク５００は、読出し
要求をすべてのヘッドすべてのシリンダすべてのドライ
ブに順次に付与するものである。制御は、未決ディスク
Ｉ／Ｏタスクがあるかを判定するためにビジータスク７
００（図９）を呼出すステップ５６４に移る。制御は、
ビジータスク７００が真コードを戻すかどうかを判定す
るステップ５６６に移る。もし真コードが戻されれば、
制御は、すべてのドライブ要求が完了した後で表面解析
タスク５００の再開前に所定の時間だけ待機する、タイ
マタスク６８０により再開させられるまで実行が停止さ
せられるステップ５７０に移る。再開の後に制御はステ
ップ５１２に戻る。ステップ５６６でビジーコードが偽
であると判定されれば、制御は、未決Ｉ／Ｏ要求の数を
備えるローカル変数が現在の未決のＩ／Ｏ要求の数に等
しいかどうかをプロセッサが判定するというステップ５
６８に移る。もし等しければ、新しい未決Ｉ／Ｏタスク
はひとつも受取られず、制御はステップ５１２に移る。 もし等しくなければ、表面解析タスク５００は、少なく
ともひとつの新しいタスクがまだ作用していないディス
クアレイコントローラ１１２により受取られたと結論し
、制御は、表面解析タスク５００がタイマタスク６８０
により再開されるまで非活性にされるステップ５７０に
移る。

【００５３】つまり、表面解析タスク５００はループし
続け、バックグラウンドモードのディスクアレイ中のす
べてのセクタを続々にチェックする。もしディスクアレ
イが活性的にＩ／Ｏ要求を実行していれば、表面解析タ
スク５００は所定の時間だけ非活性状態になる。

【００５４】Ｃ．初期化 図６は、表面解析タスク５００による読出し要求の生成
のための初期パラメタをセットするのに用いられる初期
化タスク６００の流れ図である。初期化タスク６００は
、アレイ中のすべてのディスクについてのヘッド、シリ
ンダ、セクタ、トラック当たりのセクタ及び他の情報の
ようなパラメタを含んでいるディスクアレイについての
情報があるかどうかをプロセッサ１２２が判定するステ
ップ６０２から始まる。これは、上述のような情報が貯
えられコンピュータシステムセットアップで初期化され
るディスク上の予約ディスクセクタへの広域ＲＩＳ（ｒ
ｅｓｅｒｖｅｄ　ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　ｓｅｃｔｏ
ｒｓ）として知られる。もし情報がなければ、制御はス
テップ６０４に移りタスクが停止する。もし広域ＲＩＳ
があれば、制御は、再スタートタスク６５０によりセッ
トされるリセットコードがあるかどうかをプロセッサ１
２２が判定するステップ６０６へ移る。もしリセットコ
ードがあれば、制御は、すべてのパラメタをアレイ中の
最初のヘッド、最初のシリンダ及び最初のディスクにセ
ットするステップ６０８に移る。その後制御はステップ
６１０に移る。もしステップ６０６で、初期化タスク６
００が表面解析タスク５００により呼出されたときのよ
うに、リセットコードがひとつもセットされていないと
判定されれば、制御は、プロセッサ１２２がディスクカ
ウンタを初期化するステップ６１０に移る。制御は、現
論理ボリュームを現ディスクがメンバーであるボリュー
ムにセットするステップ６１２に移る。その後、制御は
ステップ６１４に移る。

【００５５】ステップ６１４では、現ユニットがアレイ
の有効論理ユニットであるか、さらに、現ユニットが故
障許容技術を含む論理ユニットの一部であるかがローカ
ルプロセッサ１２２により判定される。論理ユニットは
、ユニットに関連した故障許容ディスクだけでなくデー
タディスクをも識別することは注意されるべきである。 もし真であれば、制御は、読出し、シリンダ、ディスク
などの数のような広域ＲＩＳ中に貯えられたディスクパ
ラメタへのディスク要求に関連したすべての変数をプロ
セッサ１２２が初期化するステップ６１６へ移る。 制御は、現シリンダが使用されたことのないドライブを
示すシリンダゼロにセットされるか、又は、リセットコ
ードが真であるかをプロセッサ１２２がテストするステ
ップ６１８に移る。もしどちらかの条件が真であれば、
制御は、現シリンダをシリンダ１と同じにセットするス
テップ６２０に移る。その後、制御はステップ６２２に
移る。もしステップ６１８で両方の条件が偽であれば、
プロセッサ１２２の制御は、有効故障許容ドライブカウ
ントがインクリメントされるステップ６２２に移る。そ
して制御はステップ６２６に移る。もしステップ６１４
において現ユニットが有効論理ユニットでなく又は現ユ
ニットが故障許容オペレーションにセットされていない
と判定されると、制御は、現論理ユニットが故障である
ことの結果として現ドライブが故障であるということを
示すようにドライブパラメタがセットされるステップ６
２４に移る。そして制御はステップ６２６に移る。ステ
ップ６２６では、論理プロセッサ１２２が、アレイ中に
付加的ドライブがあるかどうかを判定する。もし付加的
ドライブがあれば、プロセッサ１２２の制御は次のドラ
イブをインクリメントするステップ６３０に移り、さら
に制御はステップ６１４に移る。もしアレイ中に他のド
ライブがなければ、制御は、呼出しタスクに戻るステッ
プ６２８に移る。

【００５６】Ｄ．スケジュールオペレーション図７は、
ディスクアレイに送られるプロセス論理要求に用いられ
る手続きの部分を示す。これらの部分は、本発明のタイ
マタスク６８０の稼働を管理するために用いられる。好
ましくはこれらの手続きは、ローカルプロセッサ１２２
に関するディスクアレイのためのスケジューリングタス
クの集積部分である。しかし、これらのタスクは、本発
明のタイミング事象の管理とは独立の機能として実行さ
れる。

【００５７】図７Ａでは、ステップ８００で、ローカル
プロセッサ１２２が論理要求を受け取る。制御は、現論
理要求カウントがゼロに等しいか、又は、再スタートタ
スク６５０などで初期化されるタイマが稼働しているか
をローカルプロセッサ１２２が判定するステップ８０２
に移る。もし両方の条件が真であれば、制御は、ローカ
ルプロセッサ１２２が停止しかつＡＭＸ稼働の制御のも
とで稼働するワンショットタイマタスクをクリアするス
テップ８０４に移る。その後、制御は、論理要求カウン
トをインクリメントするステップ８０６に移る。よって
、ローカルプロセッサ１２２が論理要求を受け取ると、
ワンショットタイマタスクは止まり、本発明は非活性状
態になる。その後、制御は、要求が受け取られたときに
必要となるステップに移って行く。

【００５８】図７Ｂでは、コード部分が論理要求の完了
を示す。ステップ８１０では、ローカルプロセッサ１２
２が、論理要求の完了によって論理要求カウントをデク
リメントする。そして制御は、論理要求カウントがゼロ
に等しくかつ現論理ユニットがミラー又はパリティのど
ちらかの故障許容モードにセットされているかどうか、
さらに、ワンショットタイマタスクがストップしている
かをローカルプロセッサ１２２が判定するステップ８１
２に移る。もしこれらすべての条件が真であれば、制御
は、ローカルプロセッサ１２２が、ワンショットタイマ
タスクを広域ＲＩＳに示されている時間にリセットし、
タイマランニングをスタートさせるステップ８１４に移
る。ワンショットタスクが実行されると、タイマタスク
６８０が呼び出される。もしワンショットタスク完了の
前に他の要求が受け取られると、ローカルプロセッサ１
２２は、図７Ａで述べられたようなワンショットタイマ
の停止及びクリアリングを起こすタスクパスに入る。よ
って、本発明では、すべての未決オペレーションの完了
でワンショットタイマタスクのリセット及びスタートが
起こる。ワンショットタイマタスクが完了すると、タイ
マタスク６８０自体が呼び出される。

【００５９】Ｅ．タイマ図８は、タイマタスク６８０の
流れ図である。ディスクコントローラ１１２がＩ／Ｏ稼
働をしているかを判定するためにビジータスク７００を
ローカルプロセッサ１２２が呼び出すステップ６８４は
、ワンショットタイマタスクの完了につづいて始まる。 ビジータスク７００から戻ると、制御は、ディスクコン
トローラ１１２が本当にビジーであるかをプロセッサ１
２２が判定するステップ６８６に移る。もしビジーコー
ドが真であれば、制御は、タイマタスク６８０が停止す
る６９２に移る。もしビジーコードが偽にセットされれ
ば、制御は、プロセッサ１２２が表面解析タスク５００
の稼働を再開するステップ６８８に移る。そして、制御
はタイマタスク６８０が停止するステップ６９０に移る
。

【００６０】Ｆ．ビジー 図９は、ディスクアレイが再生成と呼ばれるＩ／Ｏ稼働
の特定のタイプを実行しているかどうかを判定するため
に本発明に用いられるビジータスク７００の流れ図であ
る。稼働は、広域ＲＩＳパラメタが不良すなわちディス
ク故障を示すヌルにセットされるかをローカルプロセッ
サ１２２が判定するステップ７０２から始まる。もしそ
うであれば、制御はステップ７０６に移る。もしステッ
プ７０２で広域ＲＩＳパラメタがあると判定されると、
制御は、現ボリュームが現在データ再生成されているか
をプロセッサ１２２がテストするステップ７０４に移る
。好ましくはドライブが置き換わった及び／又はドライ
ブのデータが再生成されたときに、広域ＲＩＳ構造に示
されるのがよい。このような場合、再生成されたドライ
ブ読出し要求を付与することは勧められない。もしドラ
イブが再生成されると、制御はステップ７０６に移る。 ステップ７０６では、ビジーコードが真にセットされ、
制御はステップ７１０に移る。もしステップ７０４で現
ボリュームが再生成されていないと判定されると、制御
は、ビジーコードを偽にセットするステップ７０８に移
る。その後、制御は、ディスクアレイ中に付加的な論理
ボリュームがあるかをプロセッサ１２２が判定するステ
ップ７１０に移る。もしディスクアレイ中に付加的なボ
リュームがあれば、制御は、次の論理ボリュームをイン
クリメントするステップ７１２に移る。その後、制御は
、すべての論理ボリュームがチェックされるまでビジー
タスク７００が続けられるようにステップ７０２に戻さ
れる。もしアレイ中に付加的な論理ボリュームがなけれ
ば、制御は、ローカルプロセッサ１２２の制御を呼び出
しタスクにもどすステップ７１４に移る。

【００６１】

【発明の効果】ＩＶ．結論 パリティ及びミラー故障許容技術のためのものを含むデ
ィスクドライブアレイ中のすべてのドライブに対するバ
ックグラウンド読出し要求の発行及び実行の方法は、デ
ィスクアレイの信頼性を増大させることがわかる。ミラ
ー又はパリティディスクの故障は、実際にデータの再生
成が要求される前にルーチン的に検出される。よって、
ディスクは置き換えられる、すなわち、故障セクタはデ
ィスク上の有効なセクタに再マップされる。以上の記述
は本発明を説明するためのものであって大きさ、形、材
料、部品、回路、結線などは数々の変更が可能であり、
このような変更は本発明の精神に基づいてなされる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例であるコンピュータシステム
の概略的なブロック図である。

【図２】本発明の一実施例であるコンピュータシステム
の概略的なブロック図である。

【図３】本発明に用いられるインテリジェントディスク
アレイコントローラ環境の概略的なブロック図である。

【図４】本発明に用いられるコンピュータシステムのリ
セット状態に続いて、ディスクアレイに向けられる読出
し要求の生成を要約して示す流れ図である。

【図５】本発明において、ディスクアレイ中のすべての
セクタへの読出し要求を生成する方法の流れ図である。

【図６】本発明において、ディスクアレイへの読出し要
求を生成する前にディスクアレイパラメタを初期化する
方法の流れ図である。

【図７】本発明に関する論理読出し及び書込み要求のス
ケジューリングのためのタスクの部分を示す図である。

【図８】本発明において、ディスクアレイ非活性の所定
時間後読出し要求の生成を活性化させる方法の流れ図で
ある。

【図９】本発明において、ディスクアレイシステムが、
読出し又は書込み稼働をしているか、あるいは、ビジー
であるかを判定する方法の流れ図である。

【符号の説明】

２０　　　　　　　　　　　　プロセッサ２２　　　　
　　　　　　　　コプロセッサ４４　　　　　　　　　
　　　ホストバス４６　　　　　　　　　　　　ＥＩＳ
Ａバス４８　　　　　　　　　　　　ＥＩＳＡバスコン
トローラ５６　　　　　　　　　　　　ＤＭＡコントロ
ーラ７４　　　　　　　　　　　　システムタイマ９０
　　　　　　　　　　　　Ｘバス

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】個々のディスク及びディスクアレイパラメ
   ータとディスク及びディスクアレイの関連状態情報とを
   有する故障許容インテリジェント超大容量ディスクアレ
   イサブシステムを持つコンピュータシステムに用いられ
   る、ディスクアレイ中のすべてのドライブのディスクセ
   クタ解析を実行するための方法であって、（ａ）ディス
   クアレイ及びディスクドライブ状態情報並びに現ディス
   クパラメタに基づいて、現ディスクメモリロケーション
   を初期化し、 （ｂ）ディスクアレイがディスク稼動を実行する過程に
   あるかどうかを判定し、もし上記稼動を実行していれば
   、所定時間だけ本発明の方法の稼動を中止し、ディスク
   稼動が実行されなくなるまで以上の操作を繰り返し、（
   ｃ）現ディスクメモリロケーションでの読出し稼動を実
   行し、 （ｄ）読出し稼動が故障しているかどうかを判定するた
   めに読出し稼動の結果をチェックして、もし故障が検出
   されれば現ディスクメモリロケーションにディスクメデ
   ィア故障を表示し、 （ｅ）連続したディスクメモリロケーションをインクリ
   メントし、 （ｆ）ディスクアレイ中に位置するすべてのディスクの
   すべてのディスクメモリロケーションについて、上記（
   ｂ）〜（ｅ）のステップを連続的に行う、という上記（
   ａ）〜（ｆ）のステップを備える方法。
2. 【請求項２】上記ディスクメモリロケーションを初期化
   するステップは、コンピュータシステムがリセットされ
   ているかを判定しもしリセットされていれば現ドライブ
   メモリロケーションをディスクアレイ中の所定のディス
   クメモリロケーションに初期化することを含んでいる請
   求項１の方法。
3. 【請求項３】上記ディスクアレイが活性状態であるかど
   うかを判定するステップは、ディスクアレイコントロー
   ラが受信しても入力又は出力稼動要求に作用しないかを
   判定することを含んでいる請求項１の方法。
4. 【請求項４】上記ディスクアレイが活性状態であるかど
   うかを判定するステップは、現ディスクメモリロケーシ
   ョンがあるディスクが現在再生成されているかどうかを
   判定することを含んでいる請求項３の方法。
5. 【請求項５】故障許容インテリジェント超大容量ディス
   クアレイサブシステムを持つコンピュータシステムに用
   いられる、ディスクアレイ中のすべてのドライブのディ
   スクセクタ解析を実行するための方法であって、（ａ）
   ディスク及びディスクアレイパラメタ並びに現状態情報
   を判定する、 （ｂ）ディスクアレイ及びディスクドライブ状態情報並
   びに現ディスクパラメタに基づいて、現ディスクメモリ
   ロケーションを初期化し、 （ｃ）ディスクアレイがディスク稼動を実行する過程に
   あるかどうかを判定し、もし上記稼動を実行していれば
   、所定時間だけ本発明の方法の稼動を中止し、ディスク
   稼動が実行されなくなるまで以上の操作を繰り返し、（
   ｄ）現ディスクメモリロケーションへの読出し要求を生
   成し、ディスクアレイコントローラにより実行の読出し
   要求を優先的に扱い、 （ｅ）読出し要求が故障しているかどうかを判定するた
   めに読出し要求の結果をチェックして、もし故障が検出
   されれば現ディスクメモリロケーションにディスクメデ
   ィア故障を表示し、 （ｆ）連続したディスクメモリロケーションをインクリ
   メントし、 （ｇ）ディスクアレイ中に位置するすべてのディスクの
   すべてのディスクメモリロケーションについて、上記（
   ｃ）〜（ｆ）のステップを連続的に行う、という上記（
   ａ）〜（ｇ）のステップを備える方法。
6. 【請求項６】上記ディスクメモリロケーションを初期化
   するステップは、コンピュータシステムがリセットされ
   ているかを判定しもしリセットされていれば現ドライブ
   メモリロケーションをディスクアレイ中の所定のディス
   クメモリロケーションに初期化することを含んでいる請
   求項５の方法。
7. 【請求項７】上記ディスクアレイが活性状態であるかど
   うかを判定するステップは、ディスクアレイコントロー
   ラが受信しても入力又は出力稼動要求に作用しないかを
   判定することを含んでいる請求項５の方法。
8. 【請求項８】上記ディスクアレイが活性状態であるかど
   うかを判定するステップは、現ディスクメモリロケーシ
   ョンがあるディスクが現在再生成されているかどうかを
   判定することを含んでいる請求項７の方法。
9. 【請求項９】上記ディスク及びディスクアレイパラメタ
   を判定するステップは、ディスクの保存されているディ
   スクメモリロケーションからの読出しディスク及びディ
   スクアレイパラメタ情報を含んでいる請求項５の方法。