JPH05108274A

JPH05108274A - 並列デイスク制御方法および並列デイスク制御装置

Info

Publication number: JPH05108274A
Application number: JP3263826A
Authority: JP
Inventors: Shizuo Yokohata; 静生横畑; Yoshihiro Uchiyama; 善弘内山
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1991-10-11
Filing date: 1991-10-11
Publication date: 1993-04-30

Abstract

(57)【要約】【目的】入出力要求の応答性と並列ディスク制御装置
のスループットを向上する。【構成】並列ディスク装置への入出力処理要求を待ち
行列で待たせるときに、複数の並列ディスク装置にまた
がる入出力処理要求の各並列ディスク装置間での処理完
了のタイミングのバラツキが小さくなるように、入出力
要求の順序を入れ換える。【効果】入出力要求の応答性と並列ディスク制御装置
のスループットが向上する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、並列ディスク制御方法
および並列ディスク制御装置に関し、さらに詳しくは、
入出力要求の応答性とスループットを向上させるのに好
適な並列ディスク制御方法および並列ディスク制御装置
に関する。

【０００２】

【従来の技術】ホスト計算機では１個の論理ディスク装
置として扱うが、実際には複数のディスク装置に対して
アクセスする並列ディスクサブシステムが研究されてい
る。このような並列ディスクサブシステムは、ホスト計
算機からの１個の入出力要求を複数のディスク装置（ま
たは１個以上のディスク装置を各々が有し且つ独立に入
出力処理を行い得る複数の並列ディスク装置、または１
個以上のディスク装置を各々が有し且つ独立に入出力処
理を行い得る１個以上の並列ディスク装置を各々が管理
する複数のサブコントローラ）に分配する並列ディスク
制御装置を備えている。しかし、並列ディスク制御装置
におけるスケジューリング技術は従来知られていない。

【０００３】なお、並列ディスク制御装置ではないが、
計算機におけるオペレーティングシステムでのジョブ・
スケジューリングの技術が例えば「Harvey M. Deitel；
AnIntroduction to Operating Systems， Addison-Wes
ley Publishing 」に開示されている。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】並列ディスク制御装置
において、ホスト計算機からの入出力要求を到着順に処
理すると、ディスク装置（または並列ディスク装置、ま
たはサブコントローラ）毎に入出力要求の待ち行列の長
さや処理時間が異なるため、１個の入出力要求の処理が
複数のディスク装置等にまたがる場合に、それらでの実
行終了のタイミングにバラツキを生じる。しかし、先に
実行終了したディスク装置等は最後のディスク装置等の
実行終了まで待たなくてはならないため、前記バラツキ
が大きいと、入出力要求の応答性およびスループットが
低下してしまう問題点がある。

【０００５】そこで、本発明の目的は、入出力要求の応
答性とスループットを向上させることが出来る並列ディ
スク制御装置を提供することにある。

【０００６】

【問題を解決するための手段】第１の観点では、本発明
は、独立に入出力処理を行い得る複数のディスク装置の
１個以上と対応する論理ディスク装置へのホスト計算機
からの入出力要求を前記複数のディスク装置の１個以上
への副入出力要求に展開し、各ディスク装置対応の待ち
行列につなぎ、１個の入出力要求を２個以上の副入出力
要求に展開し複数のディスク装置対応の待ち行列につな
いだときにそれら２個以上の副入出力要求の実行終了タ
イミングのバラツキが小さくなるように各待ち行列の内
部で副入出力要求の順序を入れ換え、各待ち行列の先頭
の副入出力要求から順に実行することを特徴とする並列
ディスク制御方法を提供する。

【０００７】第２の観点では、本発明は、１個以上のデ
ィスク装置を各々が有し且つ独立に入出力処理を行い得
る複数の並列ディスク装置の１個以上と対応する論理デ
ィスク装置へのホスト計算機からの入出力要求を前記複
数の並列ディスク装置の１個以上への副入出力要求に展
開し、各並列ディスク装置対応の待ち行列につなぎ、１
個の入出力要求を２個以上の副入出力要求に展開し複数
の並列ディスク装置対応の待ち行列につないだときにそ
れら２個以上の副入出力要求の実行終了タイミングのバ
ラツキが小さくなるように各待ち行列の内部で副入出力
要求の順序を入れ換え、各待ち行列の先頭の副入出力要
求から順に実行することを特徴とする並列ディスク制御
方法を提供する。

【０００８】第３の観点では、本発明は、１個以上のデ
ィスク装置を各々が有し且つ独立に入出力処理を行い得
る複数の並列ディスク装置の１個以上と対応する論理デ
ィスク装置へのホスト計算機からの入出力要求を前記複
数の並列ディスク装置の１個以上への副入出力要求に展
開し、１個以上の並列ディスク装置を各々が管理する複
数のサブコントローラの各個対応の待ち行列につなぎ、
１個の入出力要求を２個以上の副入出力要求に展開し複
数のサブコントローラの待ち行列につないだときにそれ
ら２個以上の副入出力要求の実行終了タイミングのバラ
ツキが小さくなるように各待ち行列の内部で副入出力要
求の順序を入れ換え、各待ち行列の先頭の副入出力要求
から順に実行することを特徴とする並列ディスク制御方
法を提供する。

【０００９】第４の観点では、本発明は、上記並列ディ
スク制御方法を実施する並列ディスク制御装置を提供す
る。

【００１０】

【作用】本発明の並列ディスク制御方法では、ホスト計
算機からの１個の入出力要求を２個以上の副入出力要求
に展開し複数の待ち行列につないだときに、それら２個
以上の副入出力要求の実行終了タイミングのバラツキが
小さくなるように各待ち行列の内部で副入出力要求の順
序を入れ換える。このため、入出力要求の応答性および
スループットの低下を最小限に抑えることが出来る。

【００１１】また、本発明の並列ディスク制御装置で
は、上記並列ディスク制御方法を実施するため、入出力
要求の応答性およびスループットの低下を最小限に抑え
ることが出来る。

【００１２】

【実施例】以下、図に示す実施例により本発明を詳細に
説明する。図１は、本発明の一実施例の並列ディスク制
御装置２を含む計算機システムの構成図である。１は、
ホスト計算機である。並列ディスク制御装置２は、ｎ台
のサブコントローラ３（１）〜３（ｎ）と，ｍ×ｎ台の
並列ディスク装置４（１，１）〜４（ｍ，ｎ）とを制御
する。並列ディスク制御装置２と、サブコントローラ３
（１）〜３（ｎ）と、並列ディスク装置４（１，１）〜
４（ｍ，ｎ）とを一括して並列ディスクサブシステムと
呼ぶ。

【００１３】並列ディスク制御装置２は、ホスト計算機
１からの入出力要求を記録しておく入出力要求記憶バッ
ファ１３と、ホスト計算機１と並列ディスク装置４
（１，１）〜４（ｍ，ｎ）の間で転送されるデータを分
割／統合するためのバッファ１０と、前記入出力要求記
憶バッファ１３内の入出力要求をスケジューリングする
スケジュールプログラム１４と、ホスト計算機１との通
信およびサブコントローラ３（１）〜３（ｎ）への指示
を行う制御プログラム１５と、それらのプログラム１
４，１５を実行するマイクロプロセッサ１２と、時間を
ミリ秒単位で計るシステム時計１６とから構成される。

【００１４】サブコントローラ３（１）は、ｍ台の並列
ディスク装置４（１，１）〜４（ｍ，１）を制御する。
但し、同時に複数台の並列ディスク装置からデータを読
むことは出来ない。他のサブコントローラ３（２）〜３
（ｎ）も同様である。並列ディスク装置４（１，１）〜
４（ｍ，ｎ）は、それぞれ複数のディスク装置５，５，
…を有する。

【００１５】図２に示すように、ホスト計算機１は、並
列ディスク装置４（１，１）〜４（ｍ，ｎ）を論理ボリ
ューム（１）２１〜論理ボリューム（７）２７として取
り扱う。論理ボリューム（１）２１〜論理ボリューム
（４）２４は、それぞれ物理的には１個の並列ディスク
装置から構成される。論理ボリューム（５）２５〜論理
ボリューム（６）２６は、それぞれ物理的には２個の並
列ディスク装置から構成される。論理ボリューム（７）
２７は、物理的には４個の並列ディスク装置から構成さ
れる。

【００１６】図３は、論理ボリューム（１）２１〜論理
ボリューム（７）２７を並列ディスク装置４（１，１）
〜４（ｍ，ｎ）に対応付けるボリューム変換テーブル３
０であり、入出力要求記憶バッファ１３内に置かれる。
論理ボリューム番号（ｉ）をインデックスとしてボリュ
ーム変換テーブル３０を引くことにより、対応する並列
ディスク装置を求めることが出来る。

【００１７】図４は、データの並列ディスク装置４
（１，１）〜４（ｍ，ｎ）内での格納方法（データ分配
方法）を示している。転送データは、適当なブロックサ
イズ（ここでは１Ｋbyteとする）に分割されて、各ディ
スク装置５，５，…に分配される。例えば論理ボリュー
ム（１）に対する転送データの場合、図４の（ａ）に示
すように、並列ディスク装置４（１，１）が８個のディ
スク装置５（１）〜５（８）からなるとき、データブロ
ックをディスク装置５（１）〜５（８）に順番に分配す
る。ディスク装置５（８）まで分配すると、再びディス
ク装置５（１）〜５（８）に分配し、最後のデータブロ
ックまでこれを繰り返す。また、例えば論理ボリューム
（７）に対する転送データの場合、図４の（ｂ）に示す
ように、並列ディスク装置４（３，１）〜４（３，４）
がそれぞれ８個のディスク装置からなるとき、８個づつ
のデータブロックを並列ディスク装置４（３，１）〜４
（３，４）に順番に分配する。並列ディスク装置４
（３，４）まで分配すると、再び並列ディスク装置４
（３，１）〜４（３，４）に分配し、最後のデータブロ
ックまでこれを繰り返す。

【００１８】図５に、ホスト計算機１からの入出力要求
４０を示す。エントリとして、論理ボリューム番号４
１，転送データの転送開始番地４２，転送データ長４
３，コマンド（リード／ライト）４４がある。入出力要
求４０は、ボリューム変換テーブル３０を使って、各サ
ブコントローラ３（１）〜３（４）単位の副入出力要求
５０に展開される。

【００１９】図６に、副入出力要求５０を示す。エント
リとして、当該副入出力要求５０を待ち行列に登録する
場合に次につながる副入出力要求５０を指す次ポインタ
５１，副入出力要求５０が複数の並列ディスク装置５単
位の副入出力要求５０に展開された場合にそれらの副入
出力要求５０間を双方向に指すマルチ間ポインタ５２，
転送データの転送開始番地とデータ長である転送開始番
地／データ長５３，コマンド（リード／ライト）５４，
当該副入出力要求５０の処理にかかる時間の予測である
予測処理時間５５，当該副入出力要求５０の実行が終了
する時間（現時刻からの相対的な積算時間）である実行
終了時間５６，複数の副入出力要求５０に展開された場
合にその中での最大の実行終了時間を持つことを示す最
大マークおよび最小の実行終了時間を持つことを示す最
小マークである最大マーク／最小マーク５７，対応する
サブコントローラ３による実行の開始時刻５８，スケジ
ューリングにより待ち行列での順番が入れ換えられた回
数を示す置換回数５９がある。

【００２０】なお、入出力要求４０が単一の副入出力要
求５０に展開された場合、その副入出力要求５０をシン
グル副入出力要求と呼ぶ。一方、複数の副入出力要求５
０に展開された場合、その副入出力要求５０をマルチ副
入出力要求と呼ぶ。

【００２１】図７に、副入出力要求５０，５０の待ち行
列とサブコントローラ３（１）〜３（４）の待ち行列ヘ
ッダ６０〜６３を示す。待ち行列ヘッダ６０〜６３のエ
ントリとして、待ち行列の先頭の副入出力要求５０を指
す先頭ポインタ６５，最後の副入出力要求５０を指す最
終ポインタ６６がある。

【００２２】入出力要求４０、副入出力要求５０、待ち
行列ヘッダ６０〜６３は、すべて入出力要求記憶バッフ
ァ１３内に置かれる。

【００２３】図８から図１３は、スケジュールプログラ
ム１４による処理のアルゴリズムの概要を示す説明図で
ある。図８は、ある時点における待ち行列を示す。副入
出力要求１２０１〜１２０５は、それぞれシングル副入
出力要求である。破線でつないだ副入出力要求１２０６
〜１２０９は、マルチ副入出力要求である。なお、副入
出力要求１２０１〜１２０９の下段は予測処理時間のエ
ントリ５５であり、上段は実行終了時間のエントリ５６
である。実行終了時間は、待ち行列の先頭の副入出力要
求から当該副入出力要求までの予測処理時間の積算値で
ある。図８のマルチ副入出力要求１２０６〜１２０９の
実行終了時間を見ると、この中で実行終了時間＜１５０
＞の副入出力要求１２０７が最後に終了することが分
る。つまり、サブコントローラ３（１），３（３），３
（４）が、サブコントローラ３（２）の副入出力要求１
２０７の実行終了時間＜１５０＞まで待たされることに
なる。

【００２４】そこで、副入出力要求１２０７と副入出力
要求１２０５を置換してみる。置換結果を図９に示す。
図９のマルチ副入出力要求１２０６〜１２０９の実行終
了時間を見ると、この中で実行終了時間＜１１０＞の副
入出力要求１２０８が最後に終了することが分る。つま
り、サブコントローラ３（１），３（２），３（４）
が、サブコントローラ３（３）の副入出力要求１２０８
の実行終了時間＜１１０＞まで待たされることになる。
しかし、図８の場合に比べて実行終了時間が早くなり，
バラツキ時間（＝最大の実行終了時間−最小の実行終了
時間）も小さくなっている。すなわち、応答性が改善さ
れ、並列ディスクサブシステム全体のスループットも改
善されることになる。

【００２５】次に、図１０は、図９の状態において新た
な副入出力要求１２１０を登録した状態を表している。
ここで、副入出力要求１２１０と副入出力要求１２０９
を入れ換えると、図１１のようになる。マルチ副入出力
要求１２０６〜１２０９のバラツキ時間は変わらない
が、副入出力要求１２１０の実行終了時間が早くなる。
すなわち、応答性が改善され、並列ディスクサブシステ
ム全体のスループットも改善されることになる。

【００２６】次に、図１２は、図１１の状態において新
たな副入出力要求１２１１を登録した状態を表してい
る。ここで、副入出力要求１２１１と副入出力要求１２
０６を入れ換えると、図１３のようになる。副入出力要
求１２０６の実行終了時間が＜１５０＞になるため、マ
ルチ副入出力要求１２０６〜１２０９のバラツキ時間が
大きくなり、応答性が低下する。したがって、このよう
な入れ換えは行わない。

【００２７】以上をまとめると、第１に、マルチ副入出
力要求が登録されたときに、最小実行終了時間に近づけ
る方向に置換を行い、バラツキ時間を小さくする。第２
に、シングル副入出力要求が登録されたときに、一つ前
がマルチ副入出力要求で、置換してもバラツキ時間が変
わらない場合だけ置換を行い、応答性を改善する。な
お、置換により特定の副入出力要求の応答性が極端に遅
くなってしまうのを防ぐため、後回しにされた置換回数
をカウントして、一定回数以上は後回しにしないように
する。また、マルチ副入出力要求の優先処理を防止する
ために、置換後の実行終了時間が最小の実行終了時間よ
り小さくなるものは置換しない。

【００２８】図１４から図１８は、スケジュールプログ
ラム１４による処理のフローチャートである。図１４
は、ホスト計算機１から新規の入出力要求４０が到着し
た時に行う置換スケジューリング処理７０のフローチャ
ートである。図１５は、入出力要求４０がマルチ副入出
力要求５０に展開された場合に行うマルチ用置換処理８
０のフローチャートである。図１６は、入出力要求４０
がシングル副入出力要求５０に展開された場合に行うシ
ングル用置換処理９０のフローチャートである。図１７
は、副入出力要求５０の開始時に行う開始時刻設定処理
１００のフローチャートである。図１８は、並列ディス
ク装置４毎の実際の入出力が終了した時に行う予測処理
時間補正処理１１０のフローチャートである。

【００２９】以下、図１４〜図１８のフローチャート
を、図１９〜図３０の具体例を用いて説明する。図３０
は、ホスト計算機１からの入出力要求１５０１〜１５０
８の列を示す。各入出力要求は、１０ｍｓ間隔で到着す
るものとする。図１９〜図２９は、図３０の入出力要求
１５０１〜１５０８の処理過程における副入出力要求の
待ち行列である。

【００３０】図１４の処理７１では、ホスト計算機１か
ら並列ディスク制御装置２に入出力要求１５０１が到着
すると、ボリューム変換テーブル３０を使って論理ボリ
ューム番号（１）から対応する並列ディスク装置４
（１，１）を求める。並列ディスク装置４（1，1）を制
御するのはサブコントローラ３（１）だけであるから、
シングル副入出力要求に展開する。このとき、入出力要
求１５０１で指定された転送開始番地，データ転送長，
コマンドを副入出力要求１４０１に複写する。そして、
図１９に示すように、副入出力要求１４０１を、サブコ
ントローラ３（１）の待ち行列６０に登録する。なお、
シングル副入出力要求１４０１の左上段は予測処理時間
のエントリ５５であり、左中段は開始時刻のエントリ５
８であり、左下段は最大マークのエントリ５７であり、
右上段は実行終了時間のエントリ５６であり、右中段は
置換回数のエントリ５９であり、右下段は最小マークの
エントリ５７である。

【００３１】図１４の処理７２では、副入出力要求１４
０１のデータ転送量から予測処理時間を概算して、エン
トリ５５に記録する。シーク，回転待ち等の時間を考慮
して、５０ｍｓ／Ｍbyteで処理を行うとすると、予測処
理時間は８０ｍｓ（＝１．６Ｍbyte×５０ｍｓ／Ｍbyt
e）である。

【００３２】図１４の処理７３では、待ち行列の先頭の
副入出力要求が実行を開始してからの経過時間を求め
る。副入出力要求１４０１の実行はまだ開始されていな
いから、経過時間は＜０＞である。

【００３３】図１４の処理７４では、経過時間を使って
補正しながら待ち行列の先頭の待ち行列から当該待ち行
列までの予測処理時間を積算し、実行終了時間を求め
て、エントリ５６に記録する。経過時間は＜０＞であ
り，副入出力要求１４０１の予測処理時間は８０ｍｓで
あるから、実行終了時間は＜８０＞になる。また、最大
マーク／最小マークのエントリ５７と、置換回数のエン
トリ５９を＜０＞にする。

【００３４】図１４の処理７５では、マルチ副入出力要
求かシングル副入出力要求かを判定し、マルチ副入出力
要求なら処理７６に進み、シングル副入出力要求なら処
理７７に進む。副入出力要求１４０１はシングル副入出
力要求なので、処理７７に進む。図１４の処理７７で
は、図１６のシングル用置換処理９０を行う。

【００３５】図１６の処理９１では、新たな副入出力要
求１４０１を置換対象副入出力要求とする。図１６の処
理９２では、待ち行列内の置換対象副入出力要求の前に
他の副入出力要求があり且つそれがマルチ副入出力要求
であって最大の実行終了時間を持たないものか調べる。
そうであれば処理９４に進み、そうでなければ処理９３
に進んでシングル用置換処理９０を終了する。副入出力
要求１４０１の前に他の副入出力要求がないので、処理
９３に進んでシングル用置換処理９０を終了する。

【００３６】置換処理が終わると、サブコントローラ３
（１）を使って副入出力要求１４０１の処理を開始す
る。このとき、図１７の開始時刻設定処理１００を行
う。すなわち、図１９に示すように、システム時計１６
の現時刻１０００ｍｓを副入出力要求１４０１のエント
リ５８に設定する。

【００３７】以上と同様にして、ホスト計算機１から入
出力要求１５０２が到着すると、図２０のように、副入
出力要求１４０２が登録される。また、ホスト計算機１
から入出力要求１５０３が到着すると、図２１のよう
に、副入出力要求１４０３が登録される。また、ホスト
計算機１から入出力要求１５０４が到着すると、図２２
のように、副入出力要求１４０４が登録される。

【００３８】ホスト計算機１から入出力要求１５０５が
到着すると、図１４の処理７１，７２により、図２３に
示すように、副入出力要求１４０５を登録し、予測処理
時間を記録する。次に、図１４の処理７３で、同一待ち
行列内の先頭の副入出力要求１４０２の経過時間３０ｍ
ｓ（＝システム時計１０４０ｍｓ−開始時刻１０１０ｍ
ｓ）を求める。図１４の処理７４では、図２４に示すよ
うに、前記経過時間３０ｍｓを使って、副入出力要求１
４０２中の予測処理時間と実行終了時間を５０ｍｓ（＝
８０ｍｓ−３０ｍｓ）に補正する。また、開始時刻もシ
ステム時計１６の現時刻（＝１０４０ｍｓ）に改める。
さらに、副入出力要求１４０２の予測処理時間５０ｍｓ
と副入出力要求１４０５の予測処理時間６０ｍｓとを積
算して、副入出力要求１４０５の実行終了時間１１０ｍ
ｓ（＝５０ｍｓ＋６０ｍｓ）を求めて、エントリ５６に
記録する。また、副入出力要求１４０５の最大マーク／
最小マークのエントリ５７と置換回数のエントリ５９を
＜０＞にする。

【００３９】図１４の処理７５では、副入出力要求１４
０５がシングル副入出力要求なので、処理７７に進む。
図１４の処理７７では、図１６のシングル用置換処理９
０を行うが、副入出力要求１４０５の前はシングル副入
出力要求１４０２なので置換を行わない。また、副入出
力要求１４０５の前の副入出力要求１４０２の処理を終
了していないので、図１７の開始時刻設定もなされな
い。

【００４０】ホスト計算機１から入出力要求１５０６が
到着すると、図１４の処理７１では、ボリューム変換テ
ーブル３０を使って論理ボリューム番号（７）から対応
する並列ディスク装置４（3，1），４（3，2），４
（3，3），４（3，4）を求め、図２５に示すように、入
出力要求１５０６を４つの副入出力要求１４０６〜１４
０９に展開し、サブコントローラ３（１）〜３（４）の
各待ち行列６０〜６３に登録する。副入出力要求１４０
６〜１４０９はマルチ副入出力要求であるから、双方向
ポインタで結合する（図中では破線で双方向の結合を表
わしている）。図４で説明したデータ分配方法でデータ
分配を行うと、データ転送長が２．４Ｍbyteであること
から並列ディスク装置４（3，1），４（3，2），４
（3，3），４（3，4）の４つに平等に０．６Ｍbyteのデ
ータ転送量となる。これにより、転送開始番地／データ
長をエントリ５３に登録する。

【００４１】図１４の処理７２では、データ転送量０．
６Ｍbyteから予測処理時間３０ｍｓ（＝０．６Ｍbyte×
５０ｍｓ／Mbyte）を算出し、各副入出力要求１４０６
〜１４０９のエントリ５５に記録する。

【００４２】図１４の処理７３では、各待ち行列６０〜
６３内の先頭の副入出力要求１４０１〜１４０４の経過
時間（＝システム時計１０５０ｍｓ−各開始時刻）を求
める。

【００４３】図１４の処理７４では、各待ち行列６０〜
６３に前から登録していた副入出力要求の予測処理時間
と実行終了時間とを経過時間によって補正する。また、
各待ち行列６０〜６３の先頭の副入出力要求１４０１〜
１４０４の開始時刻にシステム時計１６の現時刻を設定
する。さらに、新規に登録した副入出力要求１４０６〜
１４０９の実行終了時間を計算してエントリ５６に記録
する。また、副入出力要求１４０６〜１４０９の最大マ
ーク／最小マークのエントリ５７と置換回数のエントリ
５９とを＜０＞にする。

【００４４】図１４の処理７５では、副入出力要求１４
０６〜１４０９がマルチ副入出力要求なので、処理７６
に進む。図１４の処理７６では、図１５のマルチ用置換
処理８０を行う。図１５の処理８１では、副入出力要求
１４０６〜１４０９の中から最大の実行終了時間をもつ
ものを見つけて、最大マークをエントリ５７に設定す
る。また、副入出力要求１４０６〜１４０９の中から最
小の実行終了時間をもつものを見つけて、最小マークを
エントリ５７に設定する。副入出力要求１４０７の実行
終了時間１３０ｍｓが最大で、副入出力要求１４０６の
実行終了時間６０が最小である。

【００４５】図１５の処理８２では、副入出力要求１４
０６〜１４０９の中から、最小の実行終了時間を持つ副
入出力要求１４０６以外で、サブコントローラ３（１）
に近い副入出力要求を置換対象とする。ここでは、副入
出力要求１４０７が置換対象となる。

【００４６】図１５の処理８３では、１つ前がシングル
副入出力要求で且つその置換回数がｎ回（例えば５回）
以下で且つまだ実行を開始していないか判定し、この条
件に該当するなら処理８４に進み、該当しないなら処理
８７に進む。置換対象の副入出力要求１４０７の前の副
入出力要求１４０５は該当するので、処理８４に進む。

【００４７】図１５の処理８４では、置換対象の副入出
力要求とその前の副入出力要求を置換した場合の置換対
象の副入出力要求の実行終了時間を求める。副入出力要
求１４０７と副入出力要求１４０５を置換した場合の副
入出力要求１４０７の実行終了時間は、７０ｍｓとな
る。

【００４８】図１５の処理８５では、処理８４で求めた
実行終了時間が最小の実行終了時間より小さいか判定
し、小さいなら処理８７に進み、小さくないなら処理８
６に進む。求めた実行終了時間は７０ｍｓであり、最小
の実行終了時間６０ｍｓより小さくないので、処理８６
に進む。

【００４９】図１５の処理８６では、図２６に示すよう
に、置換対象の副入出力要求１４０７とその前の副入出
力要求１４０５を実際に置換する。また、置換されて後
になった副入出力要求１４０５の置換回数に＜１＞を加
える。また、両者の実行終了時間を新たに求めて、記録
する。さらに、新たな実行終了時間に基づいて当該マル
チ副入出力要求における最大マークと最小マークを更新
する。ここでは、最大マークを持つ副入出力要求が、副
入出力要求１４０７から副入出力要求１４０８に変わ
る。そして、前記処理８３に戻る。

【００５０】処理８３では、置換対象の副入出力要求１
４０７の前の副入出力要求１４０２の実行が開始されて
いるので、処理８７に進む。

【００５１】図１５の処理８７では、副入出力要求１４
０６〜１４０９の中の最小の実行終了時間を持つ副入出
力要求１４０６以外の全ての副入出力要求を置換対象と
したか判定する。全て置換対象としたなら処理８９に進
んで処理を終了し、そうでないなら処理８８に進む。こ
こでは、副入出力要求１４０８と１４０９をまだ置換対
象としていないので、処理８８に進む。

【００５２】図１５の処理８８では、ポインタをたどっ
て次の副入出力要求１４０８を新たな置換対象とする。
そして、前記処理８３に戻る。処理８３では、副入出力
要求１４０８の前の副入出力要求１４０３の実行が開始
されているので、処理８７に進む。処理８７，８８で
は、副入出力要求１４０９を新たな置換対象として、処
理８３に戻る。処理８３では、副入出力要求１４０９の
前の副入出力要求１４０４の実行が開始されているの
で、処理８７に進む。処理８７では、全ての副入出力要
求を置換対象としたので、処理８９に進み、マルチ用置
換処理８０を終了する。マルチ副入出力要求１４０６〜
１４０９の前の副入出力要求１４０１〜１４０４の処理
を終了していないので、図１７の開始時刻設定はなされ
ない。

【００５３】ホスト計算機１から入出力要求１５０７が
到着すると、図１４の処理７１，７２で、図２７に示す
ように、副入出力要求１４１０を、サブコントローラ３
（４）の待ち行列６３に登録する。次に、図１４の処理
７３で、同一待ち行列内の先頭の副入出力要求１４０４
の経過時間１０ｍｓ（＝システム時計１０６０ｍｓ−開
始時刻１０５０ｍｓ）を求める。図１４の処理７４で
は、前記経過時間１０ｍｓを使って、副入出力要求１４
０２中の予測処理時間と実行終了時間を５０ｍｓ（＝６
０ｍｓ−１０ｍｓ）に補正する。また、副入出力要求１
４０９中の実行終了時間を８０ｍｓ（＝９０ｍｓ−１０
ｍｓ）に補正する。また、副入出力要求１４０２中の開
始時刻をシステム時計１６の現時刻（＝１０６０ｍｓ）
に改める。さらに、副入出力要求１４０４の予測処理時
間５０ｍｓと副入出力要求１４０９の予測処理時間３０
ｍｓと副入出力要求１４１０の予測処理時間２０ｍｓと
を積算して、副入出力要求１４１０の実行終了時間１０
０ｍｓ（＝５０ｍｓ＋３０ｍｓ＋２０ｍｓ）を求めて、
エントリ５６に記録する。また、副入出力要求１４１０
の最大マーク／最小マークのエントリ５７と置換回数の
エントリ５９を＜０＞にする。

【００５４】図１４の処理７５では、副入出力要求１４
１０がシングル副入出力要求なので、処理７７に進む。
図１４の処理７７では、図１６のシングル用置換処理９
０を行う。図１６の処理９１では、副入出力要求１４１
０を置換対象とする。図１６の処理９２では、副入出力
要求１４１０の前に副入出力要求１４０９があり、それ
が最大の実行終了時間を持つマルチ副入出力要求以外で
あるから、処理９４に進む。

【００５５】図１６の処理９４では、副入出力要求１４
１０と副入出力要求１４０９を置換した場合の副入出力
要求１４０９の実行終了時間１００ｍｓを求める。図１
６の処理９５では、処理９４で求めた実行終了時間１０
０ｍｓが、副入出力要求１４０９を含むマルチ副入出力
要求１４０６〜１４０９の中の最大の実行終了時間より
も大きいか調べる。但し、このときの最大の実行終了時
間は、経過時間による補正をした後の実行終了時間で考
える。すなわち、図２７によれば、マルチ副入出力要求
１４０６〜１４０９の中の最大の実行終了時間は、副入
出力要求１４０８の１１０ｍｓであるが、これは副入出
力要求１４０３に設定した開始時間１０５０ｍｓを基準
としたものであり、実際にはシステム時計１６の現時間
は１０６０ｍｓであって経過時間が１０ｍｓなので、補
正して１００ｍｓ（＝１１０ｍｓ−１０ｍｓ）で考え
る。すると、副入出力要求１４０８と１４０９の実行終
了時間は等しく、２つが最大になる。そして、大きいな
ら、処理９６に進んで、シングル用置換処理９０を終了
する。また、大きくないなら、処理９７に進む。ここで
は、大きくない（等しい）から、処理９７に進む。

【００５６】図１６の処理９７では、図２８に示すよう
に、副入出力要求１４０９と１４１０を実際に置換し、
置換後の副入出力要求１４０９，１４１０の実行終了時
間を求めて記録する。また、マルチ副入出力要求１４０
６〜１４０９の実行終了時間を比較して、最大マーク／
最小マークを更新する。そして、置換対象をそのままと
して、前記処理９２に戻る。

【００５７】処理９２では、置換対象の副入出力要求１
４１０の前の副入出力要求１４０４がシングル副入出力
要求なので、処理９３に進み、シングル用置換処理９０
を終了する。

【００５８】副入出力要求１４１０の前の副入出力要求
１４０４の処理を終了していないので、図１７の開始時
刻設定はなされない。

【００５９】ホスト計算機１から入出力要求１５０８が
到着すると、図１４の処理７１，７２で、図２９に示す
ように、副入出力要求１４１１を、サブコントローラ３
（１）の待ち行列６０に登録する。次に、図１４の処理
７３で、同一待ち行列内の先頭の副入出力要求１４０１
の経過時間２０ｍｓ（＝システム時計１０７０ｍｓ−開
始時刻１０５０ｍｓ）を求める。図１４の処理７４で
は、前記経過時間２０ｍｓを使って、副入出力要求１４
０１中の予測処理時間と実行終了時間を１０ｍｓ（＝３
０ｍｓ−２０ｍｓ）に補正する。また、副入出力要求１
４０６中の実行終了時間を４０ｍｓ（＝６０ｍｓ−２０
ｍｓ）に補正する。また、副入出力要求１４０１中の開
始時刻をシステム時計１６の現時刻（＝１０７０ｍｓ）
に改める。さらに、副入出力要求１４０１の予測処理時
間１０ｍｓと副入出力要求１４０６の予測処理時間３０
ｍｓと副入出力要求１４１１の予測処理時間１００ｍｓ
とを積算して、副入出力要求１４１１の実行終了時間１
４０ｍｓ（＝１０ｍｓ＋３０ｍｓ＋１００ｍｓ）を求め
て、エントリ５６に記録する。また、副入出力要求１４
１１の最大マーク／最小マークのエントリ５７と置換回
数のエントリ５９を＜０＞にする。

【００６０】図１４の処理７５では、副入出力要求１４
１１がシングル副入出力要求なので、処理７７に進む。
図１４の処理７７では、図１６のシングル用置換処理９
０を行う。図１６の処理９１では、副入出力要求１４１
１を置換対象とする。図１６の処理９２では、副入出力
要求１４１１の前に副入出力要求１４０６があり、それ
が最大の実行終了時間を持つマルチ副入出力要求以外で
あるから、処理９４に進む。

【００６１】図１６の処理９４では、副入出力要求１４
１１と副入出力要求１４０６を置換した場合の副入出力
要求１４０６の実行終了時間１４０ｍｓを求める。図１
６の処理９５では、処理９４で求めた実行終了時間１４
０ｍｓが、副入出力要求１４０６を含むマルチ副入出力
要求１４０６〜１４０９の中の最大の実行終了時間より
も大きいか調べる。このときの最大の実行終了時間は、
経過時間による補正をした後の実行終了時間で考えて９
０ｍｓである。従って大きいから、処理９６に進んで、
シングル用置換処理９０を終了する。すなわち、置換を
行わない。

【００６２】副入出力要求１４１１の前の副入出力要求
１４０６の処理を終了していないので、図１７の開始時
刻設定はなされない。

【００６３】さて、システム時計１６が１０７５ｍｓに
なった時に副入出力要求１４０１が終了したとすると、
図１８の予測処理時間補正処理を行う。図１８の処理１
１１では、図３０に示すように、終了した副入出力要求
１４０１を削除する。図１８の処理１１２では、当該待
ち行列６０の副入出力要求１４０６，１４１１の実行終
了時間を更新する。

【００６４】待ち行列６０の先頭の副入出力要求が新し
くなったので、サブコントローラ３（１）を使って当該
副入出力要求１４０６を開始する。このとき、図１７の
開始時刻設定処理１００の処理１００で、システム時計
１６の現時刻１０７５ｍｓを副入出力要求１４０６のエ
ントリ５８に記録する。

【００６５】なお、上記実施例は複数のサブコントロー
ラ３（１）〜３（４）対応の待ち行列６０〜６３につい
て説明したが、並列ディスク装置４（１，１）〜４
（ｍ，ｎ）対応の待ち行列や，ディスク装置５対応の待
ち行列を構成した場合も上記と同様に本発明を適用しう
る。

【００６６】

【発明の効果】本発明の並列ディスク制御方法および並
列ディスク制御装置によれば、ホスト計算機からの単一
の入出力要求の処理が複数の並列ディスク装置等にまた
がる場合に、複数の並列ディスク装置等間での処理完了
タイミングのバラツキを小さくできるので、入出力要求
の応答性とスループットを向上させることが出来る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の並列ディスク制御装置を含む計算機シ
ステムの構成図である。

【図２】論理ボリュームの構成図である。

【図３】ボリューム変換テーブルの構成図である。

【図４】並列ディスク装置へのデータの分配方法の例示
図である。

【図５】ホスト計算機からの入出力要求の形式図であ
る。

【図６】副入出力要求の形式図である。

【図７】副入出力要求の待ち行列の構成図である。

【図８】副入出力要求の待ち行列の例示図である。

【図９】図８の副入出力要求の待ち行列の置換後の例示
図である。

【図１０】図９の副入出力要求の待ち行列に追加後の例
示図である。

【図１１】図１０の副入出力要求の待ち行列の置換後の
例示図である。

【図１２】図１１の副入出力要求の待ち行列に追加後の
例示図である。

【図１３】図１２の副入出力要求の待ち行列の置換後の
例示図である。

【図１４】置換スケジューリング処理のフローチャート
である。

【図１５】マルチ用置換処理のフローチャートである。

【図１６】シングル用置換処理のフローチャートであ
る。

【図１７】開始時刻設定処理のフローチャートである。

【図１８】予測処理時間補正処理のフローチャートであ
る。

【図１９】最初の副入出力要求の待ち行列の例示図であ
る。

【図２０】図１９の副入出力要求の待ち行列に追加後の
例示図である。

【図２１】図２０の副入出力要求の待ち行列に追加後の
例示図である。

【図２２】図２１の副入出力要求の待ち行列に追加後の
例示図である。

【図２３】図２２の副入出力要求の待ち行列に追加直後
の例示図である。

【図２４】図２２の副入出力要求の待ち行列に補正後の
例示図である。

【図２５】図２４の副入出力要求の待ち行列に追加後の
例示図である。

【図２６】図２５の副入出力要求の待ち行列の置換後の
例示図である。

【図２７】図２６の副入出力要求の待ち行列に追加後の
例示図である。

【図２８】図２７の副入出力要求の待ち行列の置換後の
例示図である。

【図２９】図２８の副入出力要求の待ち行列に追加後の
例示図である。

【図３０】図２９の副入出力要求の待ち行列から削除後
の例示図である。

【図３１】ホスト計算機からの入出力要求列の例示図で
ある。

【符号の説明】

１ホスト計算機２並列ディスク制御装置３（１）〜３（ｎ）サブコントローラ４（１，１）〜４（ｍ，ｎ）並列ディスク装置５ディスク装置１２マイクロプロセッサ１３入出力要求記憶バッファ１４スケジュールプログラム１５制御プログラム１６システム時計３０ボリューム変換テーブル４０入出力要求５０副入出力要求７０置換スケジューリング処理８０マルチ用置換処理９０シングル用置換処理１００開始時刻設定処理１１０予測処理時間補正処理

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】独立に入出力処理を行い得る複数のディ
スク装置の１個以上と対応する論理ディスク装置へのホ
スト計算機からの入出力要求を前記複数のディスク装置
の１個以上への副入出力要求に展開し、各ディスク装置
対応の待ち行列につなぎ、１個の入出力要求を２個以上
の副入出力要求に展開し複数のディスク装置対応の待ち
行列につないだときにそれら２個以上の副入出力要求の
実行終了タイミングのバラツキが小さくなるように各待
ち行列の内部で副入出力要求の順序を入れ換え、各待ち
行列の先頭の副入出力要求から順に実行することを特徴
とする並列ディスク制御方法。
【請求項２】１個以上のディスク装置を各々が有し且
つ独立に入出力処理を行い得る複数の並列ディスク装置
の１個以上と対応する論理ディスク装置へのホスト計算
機からの入出力要求を前記複数の並列ディスク装置の１
個以上への副入出力要求に展開し、各並列ディスク装置
対応の待ち行列につなぎ、１個の入出力要求を２個以上
の副入出力要求に展開し複数の並列ディスク装置対応の
待ち行列につないだときにそれら２個以上の副入出力要
求の実行終了タイミングのバラツキが小さくなるように
各待ち行列の内部で副入出力要求の順序を入れ換え、各
待ち行列の先頭の副入出力要求から順に実行することを
特徴とする並列ディスク制御方法。
【請求項３】１個以上のディスク装置を各々が有し且
つ独立に入出力処理を行い得る複数の並列ディスク装置
の１個以上と対応する論理ディスク装置へのホスト計算
機からの入出力要求を前記複数の並列ディスク装置の１
個以上への副入出力要求に展開し、１個以上の並列ディ
スク装置を各々が管理する複数のサブコントローラの各
個対応の待ち行列につなぎ、１個の入出力要求を２個以
上の副入出力要求に展開し複数のサブコントローラの待
ち行列につないだときにそれら２個以上の副入出力要求
の実行終了タイミングのバラツキが小さくなるように各
待ち行列の内部で副入出力要求の順序を入れ換え、各待
ち行列の先頭の副入出力要求から順に実行することを特
徴とする並列ディスク制御方法。
【請求項４】請求項１から請求項３のいずれかの並列
ディスク制御方法において、１個の入出力要求を２個以
上の副入出力要求に展開し複数の待ち行列につないだと
きに、その待ち行列での１つ前の副入出力要求が、１個
の入出力要求を１個の副入出力要求に展開し１個の待ち
行列につないだものであり且つそれと前後を入れ換える
と前記２個以上の副入出力要求のバラツキ時間が小さく
なる場合に、前後を入れ換えることを特徴とする並列デ
ィスク制御方法。
【請求項５】請求項１から請求項４のいずれかの並列
ディスク制御方法において、１個の入出力要求を１個の
副入出力要求に展開し１個の待ち行列につないだとき
に、その待ち行列での１つ前の副入出力要求が、１個の
入出力要求を２個以上の副入出力要求に展開し複数の待
ち行列につないだものの一つであり且つそれと前後を入
れ換えても前記２個以上の副入出力要求のバラツキ時間
が変わらない場合に、前後を入れ換えることを特徴とす
る並列ディスク制御方法。
【請求項６】請求項１から請求項５のいずれかの並列
ディスク制御方法において、順を後にされた置換回数を
カウントし、所定回数以上は入れ換えを行わないことを
特徴とする並列ディスク制御方法。
【請求項７】請求項１から請求項６のいずれかの並列
ディスク制御方法において、２個以上の副入出力要求の
バラツキ時間が小さくなるように順を前に入れ換えた副
入出力要求の実行終了時間が前記２個以上の副入出力要
求の内の最小の実行終了時間より小さくなる場合は、入
れ換えを行わないことを特徴とする並列ディスク制御方
法。
【請求項８】独立に入出力処理を行い得る複数のディ
スク装置の１個以上と対応する論理ディスク装置へのホ
スト計算機からの入出力要求を前記複数のディスク装置
の１個以上への副入出力要求に展開し各ディスク装置対
応の待ち行列につなぐ副入出力要求展開手段と、１個の
入出力要求を２個以上の副入出力要求に展開し複数のデ
ィスク装置対応の待ち行列につないだときにそれら２個
以上の副入出力要求の処理終了タイミングのバラツキが
小さくなるように各待ち行列の内部で副入出力要求の順
序を入れ換える副入出力要求置換手段とを有することを
特徴とする並列ディスク制御装置。
【請求項９】１個以上のディスク装置を各々が有し且
つ独立に入出力処理を行い得る複数の並列ディスク装置
の１個以上と対応する論理ディスク装置へのホスト計算
機からの入出力要求を前記複数の並列ディスク装置の１
個以上への副入出力要求に展開し各並列ディスク装置対
応の待ち行列につなぐ副入出力要求展開手段と、１個の
入出力要求を２個以上の副入出力要求に展開し複数の並
列ディスク装置対応の待ち行列につないだときにそれら
２個以上の副入出力要求の処理終了タイミングのバラツ
キが小さくなるように各待ち行列の内部で副入出力要求
の順序を入れ換える副入出力要求置換手段とを有するこ
とを特徴とする並列ディスク制御装置。
【請求項１０】１個以上のディスク装置を各々が有し
且つ独立に入出力処理を行い得る複数の並列ディスク装
置の１個以上と対応する論理ディスク装置へのホスト計
算機からの入出力要求を前記複数の並列ディスク装置の
１個以上への副入出力要求に展開し１個以上の並列ディ
スク装置を各々が管理する複数のサブコントローラの各
個対応の待ち行列につなぐ副入出力要求展開手段と、１
個の入出力要求を２個以上の副入出力要求に展開し複数
のサブコントローラの待ち行列につないだときにそれら
２個以上の副入出力要求の処理終了タイミングのバラツ
キが小さくなるように各待ち行列の内部で副入出力要求
の順序を入れ換える副入出力要求置換手段とを有するこ
とを特徴とする並列ディスク制御装置。