JPH0547857B2 - - Google Patents
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- JPH0547857B2 JPH0547857B2 JP62110902A JP11090287A JPH0547857B2 JP H0547857 B2 JPH0547857 B2 JP H0547857B2 JP 62110902 A JP62110902 A JP 62110902A JP 11090287 A JP11090287 A JP 11090287A JP H0547857 B2 JPH0547857 B2 JP H0547857B2
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Links
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
- G11B20/1833—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs by adding special lists or symbols to the coded information
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F2211/00—Indexing scheme relating to details of data-processing equipment not covered by groups G06F3/00 - G06F13/00
- G06F2211/10—Indexing scheme relating to G06F11/10
- G06F2211/1002—Indexing scheme relating to G06F11/1076
- G06F2211/104—Metadata, i.e. metadata associated with RAID systems with parity
Description
【発明の詳細な説明】
Ａ 産業上の利用分野
本発明は、複数のデータ・ブロツク上でのパリ
テイ情報の維持に関し、具体的には、こうしたパ
リテイ情報の記憶に関する。
テイ情報の維持に関し、具体的には、こうしたパ
リテイ情報の記憶に関する。
Ｂ 従来技術
米国特許第4092732号には、記憶サブシステム
と中央演算処理装置の間でシステム・レコード・
セグメントの転送中に、システム・レコード・セ
グメントから検査合計セグメントを生成する検査
合計ジエネレータが記載されている。検査合計セ
グメントとは、実際にはシステム・レコードセグ
メントの同じ位置にあるビツトから生成される一
連のパリテイ・ビツトである。言い換えれば、各
ビツト、たとえば検査合計セグメントの第１ビツ
トは、それぞれ複数のレコード・セグメントの第
１ビツトのグループのパリテイである。あるレコ
ード・セグメントを含む記憶装置に障害が発生す
ると、そのレコード・セグメントが検査合計セグ
メントと残りのシステム・セグメントから再生さ
れる。１つの記憶装置が選択されて、それに複数
のレコード記憶装置に対する検査合計セグメント
が、すべて含められる。
と中央演算処理装置の間でシステム・レコード・
セグメントの転送中に、システム・レコード・セ
グメントから検査合計セグメントを生成する検査
合計ジエネレータが記載されている。検査合計セ
グメントとは、実際にはシステム・レコードセグ
メントの同じ位置にあるビツトから生成される一
連のパリテイ・ビツトである。言い換えれば、各
ビツト、たとえば検査合計セグメントの第１ビツ
トは、それぞれ複数のレコード・セグメントの第
１ビツトのグループのパリテイである。あるレコ
ード・セグメントを含む記憶装置に障害が発生す
ると、そのレコード・セグメントが検査合計セグ
メントと残りのシステム・セグメントから再生さ
れる。１つの記憶装置が選択されて、それに複数
のレコード記憶装置に対する検査合計セグメント
が、すべて含められる。
前記米国特許では、検査合計セグメントは、そ
れがカバーするすべてのレコード・セグメントを
読み取ることによつて常に生成される。１つのレ
コード・セグメントが変化すると、それによつて
カバーされるすべてのレコード・セグメントが読
み取られ、検査合計セグメントが生成される。
1981年７月発行のIBMテクニカル・デイスクロ
ージヤ・ブリデン（IBM Technical Disclosure
Bulletin）、Vol.24、No.２、pp.986〜987の「高効
率大容量記憶パリテイ回復装置（Efficient Mass
Storage Parity Recovery Mechanism」は、変
更される前のレコード・セグメントをコピーする
ことによつて検査合計セグメント、またはパリテ
イ・セグメントが生成されるように改良されてい
る。その後、レコード・セグメントのコピーが変
更済みのレコード・セグメントと排他的ORさ
れ、変更マスクが作成される。次いで、パリテ
イ・セグメントが読み取られ、変更マスクと排他
的ORされて、新しいパリテイ・セグメントが生
成され、記憶装置に書き戻される。
れがカバーするすべてのレコード・セグメントを
読み取ることによつて常に生成される。１つのレ
コード・セグメントが変化すると、それによつて
カバーされるすべてのレコード・セグメントが読
み取られ、検査合計セグメントが生成される。
1981年７月発行のIBMテクニカル・デイスクロ
ージヤ・ブリデン（IBM Technical Disclosure
Bulletin）、Vol.24、No.２、pp.986〜987の「高効
率大容量記憶パリテイ回復装置（Efficient Mass
Storage Parity Recovery Mechanism」は、変
更される前のレコード・セグメントをコピーする
ことによつて検査合計セグメント、またはパリテ
イ・セグメントが生成されるように改良されてい
る。その後、レコード・セグメントのコピーが変
更済みのレコード・セグメントと排他的ORさ
れ、変更マスクが作成される。次いで、パリテ
イ・セグメントが読み取られ、変更マスクと排他
的ORされて、新しいパリテイ・セグメントが生
成され、記憶装置に書き戻される。
Ｃ 発明が解決しようとする問題点
従来技術では、未変更のレコード・セグメント
の多数回読取りが回避されるものの、複数の記憶
装置の複数のレコード・セグメントのパリテイ・
セグメントを記憶するのに、単一の記憶装置が使
用される。単一の記憶装置上のパリテイ・レコー
ドによつてカバーされる複数の記憶装置のいずれ
かでレコードが変更されるたびに、単一記憶装置
での読取りと書込みが行なわれる。したがつて、
単一記憶装置は、記憶装置の操作のネツクとなつ
ている。というのは、時間単位当り行なえるレコ
ード変更の数は、複数の記憶装置の並列操作によ
つてもたらされるより速いアクセス速度ではなく
て、単一記憶装置の遅いアクセス速度の関数にな
るからである。
の多数回読取りが回避されるものの、複数の記憶
装置の複数のレコード・セグメントのパリテイ・
セグメントを記憶するのに、単一の記憶装置が使
用される。単一の記憶装置上のパリテイ・レコー
ドによつてカバーされる複数の記憶装置のいずれ
かでレコードが変更されるたびに、単一記憶装置
での読取りと書込みが行なわれる。したがつて、
単一記憶装置は、記憶装置の操作のネツクとなつ
ている。というのは、時間単位当り行なえるレコ
ード変更の数は、複数の記憶装置の並列操作によ
つてもたらされるより速いアクセス速度ではなく
て、単一記憶装置の遅いアクセス速度の関数にな
るからである。
失われたレコードが回復されるかどうかは、パ
リテイ・レコードとそれによつてカバーされる各
データ・レコードとの同期によつて決まる。持久
記憶装置など特別のハードウエアおよび記憶装置
への追加書込み操作なしでは、システムが異常終
了した場合にデータ・レコードとパリテイ・レコ
ードが整合する状態に更新されることを保証する
のは難しい。データとそれに関連するパリテイを
更新するには、２回の入出力操作が必要なので、
システムの終了後にどんな入出力操作が完了した
かを判定するのは困難である。
リテイ・レコードとそれによつてカバーされる各
データ・レコードとの同期によつて決まる。持久
記憶装置など特別のハードウエアおよび記憶装置
への追加書込み操作なしでは、システムが異常終
了した場合にデータ・レコードとパリテイ・レコ
ードが整合する状態に更新されることを保証する
のは難しい。データとそれに関連するパリテイを
更新するには、２回の入出力操作が必要なので、
システムの終了後にどんな入出力操作が完了した
かを判定するのは困難である。
Ｄ 問題点を解決するための手段
記憶管理装置は、１組の記憶装置の間にほぼ均
等にパリテイ情報を分配する。１組のＮ個の記憶
装置は、ブロツクと呼ばれる同じ寸法の複数のア
ドレス領域に分割される。各記憶装置は、同数の
ブロツクを含む。同じ装置アドレス範囲をもつ１
組の各記憶装置内のブロツクは、ストライプと呼
ばれる。各ストライプは、Ｎ−１個のデータ・ブ
ロツクと、ストライプの残りの部分に対するパリ
テイを含む１つの記憶装置上の１個のパリテイ・
ブロツクを備えている。更に、ストライプは、そ
れぞれ１個のパリテイ・ブロツクを有し、そのパ
リテイ・ブロツクは異なる記憶装置上に分配され
る。したがつて、１セツト中のあらゆるデータ修
正に関連するパリテイ更新活動が、異なる記憶装
置に分配される。単一の装置が、あらゆるパリテ
イ更新活動を引き受けることはない。
等にパリテイ情報を分配する。１組のＮ個の記憶
装置は、ブロツクと呼ばれる同じ寸法の複数のア
ドレス領域に分割される。各記憶装置は、同数の
ブロツクを含む。同じ装置アドレス範囲をもつ１
組の各記憶装置内のブロツクは、ストライプと呼
ばれる。各ストライプは、Ｎ−１個のデータ・ブ
ロツクと、ストライプの残りの部分に対するパリ
テイを含む１つの記憶装置上の１個のパリテイ・
ブロツクを備えている。更に、ストライプは、そ
れぞれ１個のパリテイ・ブロツクを有し、そのパ
リテイ・ブロツクは異なる記憶装置上に分配され
る。したがつて、１セツト中のあらゆるデータ修
正に関連するパリテイ更新活動が、異なる記憶装
置に分配される。単一の装置が、あらゆるパリテ
イ更新活動を引き受けることはない。
好ましい実施例では、１組に含まれる各記憶装
置は、同じ寸法である。このため、ストライプの
定義を単純化できる。各記憶装置が同じ寸法なの
で、どの記憶装置にも、個別に取り扱わなければ
ならない領域は残されない。
置は、同じ寸法である。このため、ストライプの
定義を単純化できる。各記憶装置が同じ寸法なの
で、どの記憶装置にも、個別に取り扱わなければ
ならない領域は残されない。
１組中の記憶装置の数は３個以上であるのが好
ましい。２個だけだと、記憶保護は、ミラー操作
と同様になり、データの正確なコピーを２つ維持
することが必要になる。３個より多いと、記憶保
護専用に供される記憶容量の比率が減少する。３
個の場合、目的の記憶保護を獲得するのに必要な
記憶容量の比率は、約33パーセントである。８個
の場合、記憶容量の12.5パーセント強が記憶保護
に使用される。
ましい。２個だけだと、記憶保護は、ミラー操作
と同様になり、データの正確なコピーを２つ維持
することが必要になる。３個より多いと、記憶保
護専用に供される記憶容量の比率が減少する。３
個の場合、目的の記憶保護を獲得するのに必要な
記憶容量の比率は、約33パーセントである。８個
の場合、記憶容量の12.5パーセント強が記憶保護
に使用される。
別の好ましい実施例では、同じアドレス範囲を
有する１組の記憶装置内のＮ−１個のデータ・レ
コード（510バイト）と１つのパリテイ・レコー
ドが、スライスと呼ばれる。スライス中の各デー
タ・レコードは、レコードのバージヨンを示すバ
ージヨン標識を含む。各パリテイ・レコードのヘ
ツダは、複数のバーシヨン標識を含み、各標識
は、それぞれスライス中の各データ・レコードに
対応する。データ・レコードが更新されるたび
に、そのバージヨン標識が増分され、そのデー
タ・レコードに対応するパリテイ・レコード・バ
ージヨン標識も増分される。レコード更新と新パ
リテイ更新の両方が完了すると、バージヨン標識
は同一になる。失われたレコードの回復中レコー
ドとパリテイの同期を確認するために、バージヨ
ン番号が検査される。有効な同期をとらずに強制
的に回復を行なうと、予測できないデータが生成
されることになる。
有する１組の記憶装置内のＮ−１個のデータ・レ
コード（510バイト）と１つのパリテイ・レコー
ドが、スライスと呼ばれる。スライス中の各デー
タ・レコードは、レコードのバージヨンを示すバ
ージヨン標識を含む。各パリテイ・レコードのヘ
ツダは、複数のバーシヨン標識を含み、各標識
は、それぞれスライス中の各データ・レコードに
対応する。データ・レコードが更新されるたび
に、そのバージヨン標識が増分され、そのデー
タ・レコードに対応するパリテイ・レコード・バ
ージヨン標識も増分される。レコード更新と新パ
リテイ更新の両方が完了すると、バージヨン標識
は同一になる。失われたレコードの回復中レコー
ドとパリテイの同期を確認するために、バージヨ
ン番号が検査される。有効な同期をとらずに強制
的に回復を行なうと、予測できないデータが生成
されることになる。
各データ・レコードには、他のあらゆるデー
タ・レコードとは無関係のバージヨン番号がつい
ているので、同一のパリテイ・レコードでカバー
される異なるデータ・レコードの更新に、直列化
は必要ではない。また、直列化を回避するには、
データ・レコード書込み操作をスケジユール化
し、パリテイ更新要求を待ち行列化する前に、記
憶装置からパリテイ・レコードを読み取る必要も
ない。
タ・レコードとは無関係のバージヨン番号がつい
ているので、同一のパリテイ・レコードでカバー
される異なるデータ・レコードの更新に、直列化
は必要ではない。また、直列化を回避するには、
データ・レコード書込み操作をスケジユール化
し、パリテイ更新要求を待ち行列化する前に、記
憶装置からパリテイ・レコードを読み取る必要も
ない。
もう一つの好ましい実施例では、パリテイ・グ
ループでカバーする必要のないデータ・レコード
のために、記憶保護されていないストライプが、
設けられる。記憶保護されていないストライプ
は、記憶保護されたストライプと同じサイズでな
くてもよく、記憶装置のサイズが同一でない場合
には、記憶装置上で可変サイズの領域を含む。こ
のようなストライプ化によつて、記憶装置を記憶
保護された記憶域と記憶保護されてない記憶域に
分離する便利な方法がもたらされるが、それは、
各記憶装置の同じアドレス区域が記憶保護される
からである。記憶装置上に記憶されたすべてのレ
コードを記憶保護する必要がない場合は性能上の
利益が実現されるが、それは、記憶保護されてな
いストライプ中のレコードが変更された後では、
パリテイ更新が必要ではないからである。
ループでカバーする必要のないデータ・レコード
のために、記憶保護されていないストライプが、
設けられる。記憶保護されていないストライプ
は、記憶保護されたストライプと同じサイズでな
くてもよく、記憶装置のサイズが同一でない場合
には、記憶装置上で可変サイズの領域を含む。こ
のようなストライプ化によつて、記憶装置を記憶
保護された記憶域と記憶保護されてない記憶域に
分離する便利な方法がもたらされるが、それは、
各記憶装置の同じアドレス区域が記憶保護される
からである。記憶装置上に記憶されたすべてのレ
コードを記憶保護する必要がない場合は性能上の
利益が実現されるが、それは、記憶保護されてな
いストライプ中のレコードが変更された後では、
パリテイ更新が必要ではないからである。
Ｅ 実施例
ブロツク・パリテイの拡散を実現するコンピユ
ータ・システムを、第１図では一般的に１０で示
す。システム１０は、接続されたマイクロ命令に
迅速にアクセスする制御記憶装置に結合されたデ
ータ処理装置１２を含む。処理装置１２は、チヤ
ネル・アダプタ１６と高速チヤネル１８を介して
複数の入出力装置と通信する。処理装置１２と入
出力装置は、主記憶装置アレイ２０にアクセスで
きる。主記憶装置２０へのアクセスは、仮想アド
レス変換装置２２によつて行なわれる。主記憶装
置２０のアドレス変換テーブルと、変換索引緩衝
装置は、仮想主記憶アドレスから実主記憶アドレ
スへのマツピングを行なう。
ータ・システムを、第１図では一般的に１０で示
す。システム１０は、接続されたマイクロ命令に
迅速にアクセスする制御記憶装置に結合されたデ
ータ処理装置１２を含む。処理装置１２は、チヤ
ネル・アダプタ１６と高速チヤネル１８を介して
複数の入出力装置と通信する。処理装置１２と入
出力装置は、主記憶装置アレイ２０にアクセスで
きる。主記憶装置２０へのアクセスは、仮想アド
レス変換装置２２によつて行なわれる。主記憶装
置２０のアドレス変換テーブルと、変換索引緩衝
装置は、仮想主記憶アドレスから実主記憶アドレ
スへのマツピングを行なう。
磁気デイスク装置３０，３２，３４，３６，３
８など各入出力装置は、これらの磁気デイスク装
置に対する磁気デイスク制御装置４０などの制御
装置を介して接続される。入出力制御装置４２
は、磁気テープ装置４４と４６を制御する。更に
入出力制御装置４８，５０，５２は、プリンタ、
ワークステーシヨン、キーボード、表示装置、通
信端未などの入出力装置を制御する。通常、磁気
デイスク制御装置は複数個あり、それぞれが複数
の磁気デイスク装置を制御する。
８など各入出力装置は、これらの磁気デイスク装
置に対する磁気デイスク制御装置４０などの制御
装置を介して接続される。入出力制御装置４２
は、磁気テープ装置４４と４６を制御する。更に
入出力制御装置４８，５０，５２は、プリンタ、
ワークステーシヨン、キーボード、表示装置、通
信端未などの入出力装置を制御する。通常、磁気
デイスク制御装置は複数個あり、それぞれが複数
の磁気デイスク装置を制御する。
システム１０のデータは、５１２バイトのデー
タ・ページと８バイトのヘツダから成るレコード
の形で取り扱われる。好ましい実施例のIBMシ
ステム／３８では、レコードが、チヤネル１８を
介して磁気デイスク装置と主記憶装置の間で伝達
される。主記憶制御装置６０は、主記憶装置２０
へのアクセスとそのページングを制御する。チヤ
ネル１８と主記憶制御装置６０の間の破線６２
は、チヤネルに接続された入出力装置による主記
憶装置２０への直接メモリ・アクセスを示す。シ
ステム１０の一般的動作のより詳細な説明は、
IBMシステム１３８技術開発（IBM System／
３８ Technical Developments）、インターナ
シヨナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーシ
ヨン、1978年に出ている。
タ・ページと８バイトのヘツダから成るレコード
の形で取り扱われる。好ましい実施例のIBMシ
ステム／３８では、レコードが、チヤネル１８を
介して磁気デイスク装置と主記憶装置の間で伝達
される。主記憶制御装置６０は、主記憶装置２０
へのアクセスとそのページングを制御する。チヤ
ネル１８と主記憶制御装置６０の間の破線６２
は、チヤネルに接続された入出力装置による主記
憶装置２０への直接メモリ・アクセスを示す。シ
ステム１０の一般的動作のより詳細な説明は、
IBMシステム１３８技術開発（IBM System／
３８ Technical Developments）、インターナ
シヨナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーシ
ヨン、1978年に出ている。
磁気デイスク装置３０ないし３８上のデータの
記憶保護は、各装置上のデータ・レコードを排他
的ORし、排他的ORによつて得られたパリテ
イ・レコードを記憶装置の１つに記憶することに
よつて実現される。第２図では、各記憶装置３０
ないし３８は、データのブロツクとパリテイのブ
ロツクに分割される。ブロツクとは、記憶装置上
の物理空間を表わす。システム１０は、最高16メ
ガバイトまでのデータ（割当て可能なデイスク空
間の連続部分）のエクステントをもたらすので、
各ブロツクは16メガバイトであるのが好ましい。
記憶保護は、各装置上のデータ・レコードを排他
的ORし、排他的ORによつて得られたパリテ
イ・レコードを記憶装置の１つに記憶することに
よつて実現される。第２図では、各記憶装置３０
ないし３８は、データのブロツクとパリテイのブ
ロツクに分割される。ブロツクとは、記憶装置上
の物理空間を表わす。システム１０は、最高16メ
ガバイトまでのデータ（割当て可能なデイスク空
間の連続部分）のエクステントをもたらすので、
各ブロツクは16メガバイトであるのが好ましい。
各記憶装置上のブロツク７０，７２，７４，７
６，７８は、同じ物理アドレス範囲を有するのが
好ましく、ストライプと呼ばれる。第２図には、
９つのストライプが示されている。記憶保護され
たストライプは、それぞれストライプ中の他のブ
ロツクの排他的ORを含む、それに関連するパリ
テイ・ブロツクを有する。第１のストライプで
は、ブロツク７０が、残りのブロツク７２，７
４，７６，７８のパリテイを含む。記憶装置３２
上のブロツク８０は、第２のストライプ上の残り
のブロツクのパリテイを含む。記憶装置３４上の
ブロツク８２は、第３のストライプのパリテイを
含む。ブロツク８４と８６は、それぞれ第４のス
トライプと第５のストライプのパリテイを含む。
ストライプ６，７，８に対するブロツク８８，９
０，９２を含むパリテイ・ブロツクは、複数の記
憶装置にわたつて拡散、すなわち分散されてい
る。第９のストライプは、記憶保護されていない
領域であり、そのストライプに関連するパリテ
イ・ブロツクを有さない。このストライプは、記
憶保護する必要のないデータを記憶するのに使用
される。
６，７８は、同じ物理アドレス範囲を有するのが
好ましく、ストライプと呼ばれる。第２図には、
９つのストライプが示されている。記憶保護され
たストライプは、それぞれストライプ中の他のブ
ロツクの排他的ORを含む、それに関連するパリ
テイ・ブロツクを有する。第１のストライプで
は、ブロツク７０が、残りのブロツク７２，７
４，７６，７８のパリテイを含む。記憶装置３２
上のブロツク８０は、第２のストライプ上の残り
のブロツクのパリテイを含む。記憶装置３４上の
ブロツク８２は、第３のストライプのパリテイを
含む。ブロツク８４と８６は、それぞれ第４のス
トライプと第５のストライプのパリテイを含む。
ストライプ６，７，８に対するブロツク８８，９
０，９２を含むパリテイ・ブロツクは、複数の記
憶装置にわたつて拡散、すなわち分散されてい
る。第９のストライプは、記憶保護されていない
領域であり、そのストライプに関連するパリテ
イ・ブロツクを有さない。このストライプは、記
憶保護する必要のないデータを記憶するのに使用
される。
パリテイ情報の拡散により、異なるストライプ
上のデータ・レコードの更新に続くパリテイ・レ
コードの書込み中に、特定のある記憶装置が他の
記憶装置よりずつと頻繁にアクセスされることが
なくなる。ブロツクに記憶されたレコードが変更
されると、変更されたレコードを含むストライプ
のパリテイ・ブロツクも変更しなければならな
い。ストライプのパリテイ・ブロツクは２つ以上
の記憶装置にわたつて拡散されるので、パリテイ
の更新が１つの装置に集中されることはない。し
たがつて、入出力活動は、すべての記憶装置上に
より均等に拡散される。
上のデータ・レコードの更新に続くパリテイ・レ
コードの書込み中に、特定のある記憶装置が他の
記憶装置よりずつと頻繁にアクセスされることが
なくなる。ブロツクに記憶されたレコードが変更
されると、変更されたレコードを含むストライプ
のパリテイ・ブロツクも変更しなければならな
い。ストライプのパリテイ・ブロツクは２つ以上
の記憶装置にわたつて拡散されるので、パリテイ
の更新が１つの装置に集中されることはない。し
たがつて、入出力活動は、すべての記憶装置上に
より均等に拡散される。
第３図で、装置テーブル３１０は、パリテイ記
憶保護に係わる各記憶装置の情報を含む。装置番
号とセクタ、またはページ番号から成る物理アド
レスが、目的のデータの位置を識別するのに使用
される。次いで、装置テーブルを使つて、パリテ
イ制御ブロツク３１４，３１６，３１８が識別さ
れる。ユニツト１〜８は、制御ブロツク３１４に
関連する第１のパリテイ・メンバーである。ユニ
ツト９〜１３は、制御ブロツク３１６に関連する
第２のパリテイ・セツトのメンバーであり、ユニ
ツトＮ〜２からＮは、制御ブロツク３１８に関連
するＩ番目のパリテイ・セツトのメンバーであ
る。
憶保護に係わる各記憶装置の情報を含む。装置番
号とセクタ、またはページ番号から成る物理アド
レスが、目的のデータの位置を識別するのに使用
される。次いで、装置テーブルを使つて、パリテ
イ制御ブロツク３１４，３１６，３１８が識別さ
れる。ユニツト１〜８は、制御ブロツク３１４に
関連する第１のパリテイ・メンバーである。ユニ
ツト９〜１３は、制御ブロツク３１６に関連する
第２のパリテイ・セツトのメンバーであり、ユニ
ツトＮ〜２からＮは、制御ブロツク３１８に関連
するＩ番目のパリテイ・セツトのメンバーであ
る。
装置テーブルの各項目は、その項目をメンバー
とする記憶装置のセツトに関連する制御ブロツク
を指示する。制御ブロツクは、セツトのどの記憶
装置が各ストライプのパリテイ・ブロツクを含む
かを識別する。制御ブロツク３１４では、第１の
16メガバイトの記憶域を含むストライプは、その
パリテイ情報が装置番号１の第１の16メガバイト
の記憶域に記憶されている。ユニツト１〜８を含
むストライプの第２の16メガバイト記憶域は、ユ
ニツト番号２の第２の16メガバイトに含まれてい
る。パリテイ・ブロツクの割当ては、ユニツト３
〜８がそれぞれ連鎖式に続き、次の６つのストラ
イプのパリテイを有する。第１パリテイ・セツト
中の第９のストライプは、そのパリテイがユニツ
ト番号１の16メガバイトの第９のブロツクに記憶
されている。このセツト中の８つのユニツトの１
つであるユニツトＪに割当てられた最後のストラ
イプは、ユニツトのアドレス可能記憶域が16メガ
バイトで割り切れるかどうかに応じて、完全な16
メガバイトを含まないこともある。
とする記憶装置のセツトに関連する制御ブロツク
を指示する。制御ブロツクは、セツトのどの記憶
装置が各ストライプのパリテイ・ブロツクを含む
かを識別する。制御ブロツク３１４では、第１の
16メガバイトの記憶域を含むストライプは、その
パリテイ情報が装置番号１の第１の16メガバイト
の記憶域に記憶されている。ユニツト１〜８を含
むストライプの第２の16メガバイト記憶域は、ユ
ニツト番号２の第２の16メガバイトに含まれてい
る。パリテイ・ブロツクの割当ては、ユニツト３
〜８がそれぞれ連鎖式に続き、次の６つのストラ
イプのパリテイを有する。第１パリテイ・セツト
中の第９のストライプは、そのパリテイがユニツ
ト番号１の16メガバイトの第９のブロツクに記憶
されている。このセツト中の８つのユニツトの１
つであるユニツトＪに割当てられた最後のストラ
イプは、ユニツトのアドレス可能記憶域が16メガ
バイトで割り切れるかどうかに応じて、完全な16
メガバイトを含まないこともある。
各パリテイ制御ブロツクのヘツダは、どのユニ
ツトがセツトにあるかを記述し、また、あるパリ
テイ・グループによつて記憶保護されない各ユニ
ツトに共通なアドレス範囲を識別する。記憶保護
されてない各ユニツトに共通な範囲を設けると、
パリテイ記憶保護体系が簡単になる。各記憶装置
上の同一の物理アドレスが排他的ORされて、パ
リテイ情報が決定されるので、情報とパリテイを
相関させるのに、第３図に示したもの以外の特別
のテーブルは必要ではない。記憶保護されてない
共通のアドレス範囲は、その識別が制御ブロツク
中にあり、各ユニツトごとに共通なので、特別な
考慮を払う必要はない。
ツトがセツトにあるかを記述し、また、あるパリ
テイ・グループによつて記憶保護されない各ユニ
ツトに共通なアドレス範囲を識別する。記憶保護
されてない各ユニツトに共通な範囲を設けると、
パリテイ記憶保護体系が簡単になる。各記憶装置
上の同一の物理アドレスが排他的ORされて、パ
リテイ情報が決定されるので、情報とパリテイを
相関させるのに、第３図に示したもの以外の特別
のテーブルは必要ではない。記憶保護されてない
共通のアドレス範囲は、その識別が制御ブロツク
中にあり、各ユニツトごとに共通なので、特別な
考慮を払う必要はない。
パリテイ制御ブロツク３１６は、第３図の記憶
装置９〜１３のセツトに相当する。この５つのユ
ニツトは、第２図の記憶装置３０〜３８と考える
ことができる。パリテイ・グループの記憶装置へ
の割当ては、連鎖式に行なわれる。連続する１６
メガバイトの各記憶域は、そのパリテイ・グルー
プがユニツト３０、すなわち第３図のユニツト番
号９から始まる連続する記憶装置に記憶されてい
る。ユニツト番号９は、記憶装置９〜１３，３０
〜３８に対するストライプの８０〜９６メガバイ
トの範囲に対するパリテイ・グループをも含む。
そのセツトの最後のストライプは、そのパリテイ
がＫ番目のユニツトに記憶されている。ただし、
Ｋはパリテイ・ブロツクの割当てが終わるユニツ
トである。というのは、記憶保護されたストライ
プはこれ以上ないからである。
装置９〜１３のセツトに相当する。この５つのユ
ニツトは、第２図の記憶装置３０〜３８と考える
ことができる。パリテイ・グループの記憶装置へ
の割当ては、連鎖式に行なわれる。連続する１６
メガバイトの各記憶域は、そのパリテイ・グルー
プがユニツト３０、すなわち第３図のユニツト番
号９から始まる連続する記憶装置に記憶されてい
る。ユニツト番号９は、記憶装置９〜１３，３０
〜３８に対するストライプの８０〜９６メガバイ
トの範囲に対するパリテイ・グループをも含む。
そのセツトの最後のストライプは、そのパリテイ
がＫ番目のユニツトに記憶されている。ただし、
Ｋはパリテイ・ブロツクの割当てが終わるユニツ
トである。というのは、記憶保護されたストライ
プはこれ以上ないからである。
制御ブロツク３１８は、記憶装置のＩ番目のセ
ツト中のＮ−２ないしＮの記憶装置のセツトに相
当する。パリテイ・ブロツクが割り当てられた最
後のユニツトは、Ｌと記され、そのセツト中のス
トライプの数に応じてそのセツト中の３つのユニ
ツトのうちの１つに相当する。Ｉ番目のセツト
は、最小数、すなわち、３つの記憶装置を含み、
パリテイ記憶保護を実現するために望ましいと考
えられる。２つのユニツトの使用も可能だが、ミ
ラー操作と同様であり、排他的ORステツプが１
つ余分に含まれる。以下で論じるシステムの特定
の制約条件のために、好ましい実施例では１セツ
トに８ユニツトを最大値として選択した。ナツト
中に９つ以上のユニツトを使つても、記憶保護は
失なわれない。
ツト中のＮ−２ないしＮの記憶装置のセツトに相
当する。パリテイ・ブロツクが割り当てられた最
後のユニツトは、Ｌと記され、そのセツト中のス
トライプの数に応じてそのセツト中の３つのユニ
ツトのうちの１つに相当する。Ｉ番目のセツト
は、最小数、すなわち、３つの記憶装置を含み、
パリテイ記憶保護を実現するために望ましいと考
えられる。２つのユニツトの使用も可能だが、ミ
ラー操作と同様であり、排他的ORステツプが１
つ余分に含まれる。以下で論じるシステムの特定
の制約条件のために、好ましい実施例では１セツ
トに８ユニツトを最大値として選択した。ナツト
中に９つ以上のユニツトを使つても、記憶保護は
失なわれない。
１セツト中に非常に多数のユニツトがある場
合、各ユニツトを読み取らなければならないため
１つのユニツトに障害が発生したときに失われる
データの再構成にかかる時間が長くなる。また、
同時に２ユニツト以上が失なわれる可能性が増大
する。この事態が発生した場合、上能の単一パリ
テイを使つて、失われたユニツトのどちらかから
データを再構成することが不可能になる。本発明
は、パリテイと同じように記憶でき、２台以上の
記憶装置に障害が発生した場合に多重ビツト訂正
が行なえる、より複雑なデータ保護コードをカバ
ーするのに充分な広さがあると考えられる。
IBM TDB Vol.24、No.２のpp.986〜987に記載さ
れているように、セツトを多次元にして、少なく
とも２つの障害の発生したユニツトからデータを
再構成できるようにすることもできる。別の実施
例では、パリテイ自体を均等に拡散させるのでは
なくて、入出力活動を均等に拡散させるために、
データ更新を頻度に基づいてパリテイ情報を拡散
させる。
合、各ユニツトを読み取らなければならないため
１つのユニツトに障害が発生したときに失われる
データの再構成にかかる時間が長くなる。また、
同時に２ユニツト以上が失なわれる可能性が増大
する。この事態が発生した場合、上能の単一パリ
テイを使つて、失われたユニツトのどちらかから
データを再構成することが不可能になる。本発明
は、パリテイと同じように記憶でき、２台以上の
記憶装置に障害が発生した場合に多重ビツト訂正
が行なえる、より複雑なデータ保護コードをカバ
ーするのに充分な広さがあると考えられる。
IBM TDB Vol.24、No.２のpp.986〜987に記載さ
れているように、セツトを多次元にして、少なく
とも２つの障害の発生したユニツトからデータを
再構成できるようにすることもできる。別の実施
例では、パリテイ自体を均等に拡散させるのでは
なくて、入出力活動を均等に拡散させるために、
データ更新を頻度に基づいてパリテイ情報を拡散
させる。
各データ・レコードは、バージヨン番号を含む
１つのパリテイ・レコードによつてカバーされる
複数のデータ・レコードの更新が行なわれること
があるので、パリテイ・ブロツク内の各レコード
は、そのパリテイ・ブロツクがカバーするスライ
ス中の各レコードに対応するバージヨン標識も含
む。スライスとは、データ・レコードとそれに対
応するパリテイ・レコードのセツトである。バー
ジヨン標識は、パリテイ記憶保護体系でカバーさ
れない。第４図では、４つのデータ・レコード４
１０，４１２，４１４および４１６は、それぞれ
４１８，４２０，４２２および４２４で示された
レコード・バージヨン番号をもつヘツダを有す
る。パリテイ・レコード４２６は、データ・レコ
ード中のバージヨン番号に相当する４つのバージ
ヨン番号４２８，４３０，４３２，４３４をもつ
ヘツダを有する。バージヨン番号または標識は、
レコード・ヘツド内で利用できるビツト数と整合
する任意の長さである。他のビツトが利用できな
いため、１ビツト長を選択している。データ・レ
コードが変更されるたびに、そのバージヨン番号
が増分される。パリテイ・レコード中の対応する
バージヨン番号も増分され、したがつて両者は同
じ値をとる。
１つのパリテイ・レコードによつてカバーされる
複数のデータ・レコードの更新が行なわれること
があるので、パリテイ・ブロツク内の各レコード
は、そのパリテイ・ブロツクがカバーするスライ
ス中の各レコードに対応するバージヨン標識も含
む。スライスとは、データ・レコードとそれに対
応するパリテイ・レコードのセツトである。バー
ジヨン標識は、パリテイ記憶保護体系でカバーさ
れない。第４図では、４つのデータ・レコード４
１０，４１２，４１４および４１６は、それぞれ
４１８，４２０，４２２および４２４で示された
レコード・バージヨン番号をもつヘツダを有す
る。パリテイ・レコード４２６は、データ・レコ
ード中のバージヨン番号に相当する４つのバージ
ヨン番号４２８，４３０，４３２，４３４をもつ
ヘツダを有する。バージヨン番号または標識は、
レコード・ヘツド内で利用できるビツト数と整合
する任意の長さである。他のビツトが利用できな
いため、１ビツト長を選択している。データ・レ
コードが変更されるたびに、そのバージヨン番号
が増分される。パリテイ・レコード中の対応する
バージヨン番号も増分され、したがつて両者は同
じ値をとる。
バージヨン番号は、データが失われた際にパリ
テイ・レコードとスライス中の各データ・レコー
ドの同期を検査するのに使用される。数個のデー
タ・レコードに変更が行なわれると、パリテイ・
レコードが変更マスクによつて更新される以前ま
たは以後にデータ・レコードが磁気デイスク装置
に書き込まれる。変更マスクは、パリテイ・レコ
ードへの組込みのため待ち行列化される。バージ
ヨン番号を各パリテイとデータ・レコードに関連
させると、磁気デイスク装置に書き込まれた所定
のデータ・レコードに対するパリテイ・レコード
の更新をデータ・レコードの更新と同じ順序で行
なわれなければならないという制約条件が加わ
る。そうしなければ、バージヨン番号が不正確に
なる。先入れ先出し待ち行列は変更マスクを保持
するので、それらのマスクは、それらが生成され
た順序で大容量記憶装置上のパリテイ・レコード
に組み込まれる。
テイ・レコードとスライス中の各データ・レコー
ドの同期を検査するのに使用される。数個のデー
タ・レコードに変更が行なわれると、パリテイ・
レコードが変更マスクによつて更新される以前ま
たは以後にデータ・レコードが磁気デイスク装置
に書き込まれる。変更マスクは、パリテイ・レコ
ードへの組込みのため待ち行列化される。バージ
ヨン番号を各パリテイとデータ・レコードに関連
させると、磁気デイスク装置に書き込まれた所定
のデータ・レコードに対するパリテイ・レコード
の更新をデータ・レコードの更新と同じ順序で行
なわれなければならないという制約条件が加わ
る。そうしなければ、バージヨン番号が不正確に
なる。先入れ先出し待ち行列は変更マスクを保持
するので、それらのマスクは、それらが生成され
た順序で大容量記憶装置上のパリテイ・レコード
に組み込まれる。
ヘツダ中のビツトの可用度が限られているた
め、バージヨン番号は特に注意される。各デー
タ・レコードのバージヨン番号は、各レコードの
６番目のバイトの最初のビツト位置に記憶され
る。パリテイ・レコード中の対応するバージン番
号は、ヘツダの６番目のバイトの最初４ビツトの
位置および８番目のバイトの最初の３ビツトの位
置に含まれる。パリテイ・レコードのヘツダのバ
ージヨン番号のビツト位置を、上述の順序に対応
してビツト１〜７と呼ぶこととする。１セツト中
のユニツトに、セツトのパリテイ制御ブロツク中
でのユニツトの順序に対応して１〜ｎの番号が付
けている。バージヨン番号は、パリテイ・レコー
ド・ヘツダ中のユニツト番号にもとづいて昇順に
記憶され、パリテイ・ユニツトを飛び越す。３番
目のユニツトがパリテイ・ユニツトの場合、最初
２つのユニツトに相当するバージヨン番号が、ビ
ツト位置１と２に記憶される。４番目のユニツト
に相当するバージヨン番号は、ビツト位置３に記
憶される。ｎ番目のユニツトのバージヨン番号
は、パリテイ・レコードのヘツダ中の位置ｎ−１
にある。このようにしてバージヨン番号を記憶す
ると、記憶容量の制限を考慮した上で可能な最大
のセツトが実現可能である。余分な記憶域を用い
ると、セツトのサイズを、システムの他の考慮点
に応じて最適化できる。パリテイ・ヘツダ中のバ
ージヨン番号の位置決めを行なえば、ユニツト番
号とビツト位置の直線的対応関係書が得られる。
め、バージヨン番号は特に注意される。各デー
タ・レコードのバージヨン番号は、各レコードの
６番目のバイトの最初のビツト位置に記憶され
る。パリテイ・レコード中の対応するバージン番
号は、ヘツダの６番目のバイトの最初４ビツトの
位置および８番目のバイトの最初の３ビツトの位
置に含まれる。パリテイ・レコードのヘツダのバ
ージヨン番号のビツト位置を、上述の順序に対応
してビツト１〜７と呼ぶこととする。１セツト中
のユニツトに、セツトのパリテイ制御ブロツク中
でのユニツトの順序に対応して１〜ｎの番号が付
けている。バージヨン番号は、パリテイ・レコー
ド・ヘツダ中のユニツト番号にもとづいて昇順に
記憶され、パリテイ・ユニツトを飛び越す。３番
目のユニツトがパリテイ・ユニツトの場合、最初
２つのユニツトに相当するバージヨン番号が、ビ
ツト位置１と２に記憶される。４番目のユニツト
に相当するバージヨン番号は、ビツト位置３に記
憶される。ｎ番目のユニツトのバージヨン番号
は、パリテイ・レコードのヘツダ中の位置ｎ−１
にある。このようにしてバージヨン番号を記憶す
ると、記憶容量の制限を考慮した上で可能な最大
のセツトが実現可能である。余分な記憶域を用い
ると、セツトのサイズを、システムの他の考慮点
に応じて最適化できる。パリテイ・ヘツダ中のバ
ージヨン番号の位置決めを行なえば、ユニツト番
号とビツト位置の直線的対応関係書が得られる。
各データ・レコードは、他のいかなるデータ・
レコードとも無関係なバージヨン番号をもつの
で、同じパリテイ・レコードによつてカバーされ
る異なるデータ・レコードの更新に直列化は必要
でない。主記憶装置との間でのレコードの転送
は、処理速度を向上させるためのシステム・スル
ープツト上の他の考慮点にもとづいて行なわれる
こともある。この分離されたバージヨン番号を使
うと、データ・レコード書込み操作をスケジユー
ル化し、パリテイ更新要求を待ち行列化する前
に、大容量記憶装置からパリテイ・レコードを読
み取る必要もなくなる。
レコードとも無関係なバージヨン番号をもつの
で、同じパリテイ・レコードによつてカバーされ
る異なるデータ・レコードの更新に直列化は必要
でない。主記憶装置との間でのレコードの転送
は、処理速度を向上させるためのシステム・スル
ープツト上の他の考慮点にもとづいて行なわれる
こともある。この分離されたバージヨン番号を使
うと、データ・レコード書込み操作をスケジユー
ル化し、パリテイ更新要求を待ち行列化する前
に、大容量記憶装置からパリテイ・レコードを読
み取る必要もなくなる。
バージヨン番号が占める記憶域を制限するため
に、最大値から最小値へ循環することが誤りなく
許される。こうすると、バージヨン番号が再使用
できる。１ビツトのバージヨン番号を使用する場
合、そのバージヨン番号は、１と０の間を循環す
る。すなわち、そのバージヨン番号は２つの値を
とる。ビツト数のより高いバージヨン番号は、よ
り多くの値をとる。データ・レコードとパリテ
イ・レコードの更新は非同期なので、更新された
バージヨン番号が現存のバージヨン番号と混同さ
れる恐れがある場合、データ・レコードの更新は
保持される。こうした混同が発生するのは、更新
に関連するバージヨン番号と同じバージヨン番号
が大容量記憶装置上のデータ・レコードまたはパ
リテイ・レコード上に存在する場合である。考慮
すべき時間枠は、新しいパリテイ更新要求が先入
れ先出し（FIFO）待ち行列に置かれた時からそ
の要求が完了される時までである。データ・レコ
ードも、更新要求が完了したと思われる前に更新
されなければならない。
に、最大値から最小値へ循環することが誤りなく
許される。こうすると、バージヨン番号が再使用
できる。１ビツトのバージヨン番号を使用する場
合、そのバージヨン番号は、１と０の間を循環す
る。すなわち、そのバージヨン番号は２つの値を
とる。ビツト数のより高いバージヨン番号は、よ
り多くの値をとる。データ・レコードとパリテ
イ・レコードの更新は非同期なので、更新された
バージヨン番号が現存のバージヨン番号と混同さ
れる恐れがある場合、データ・レコードの更新は
保持される。こうした混同が発生するのは、更新
に関連するバージヨン番号と同じバージヨン番号
が大容量記憶装置上のデータ・レコードまたはパ
リテイ・レコード上に存在する場合である。考慮
すべき時間枠は、新しいパリテイ更新要求が先入
れ先出し（FIFO）待ち行列に置かれた時からそ
の要求が完了される時までである。データ・レコ
ードも、更新要求が完了したと思われる前に更新
されなければならない。
新しい更新要求が完了する前にデイスク上に存
在するバージヨン番号は、すべて待ち行列にある
以前の更新要求のすべての値と待ち行列中で最初
の（最古の）要求要素に先行する値とを含む。更
新要求が完了するまでに待ち行列から除去されな
い場合、同じデータ・レコードに対する待ち行列
上に他の要求がある場合に新しい更新が待つこと
だけが必要で、新しいデータ・レコードに対する
増分されたバージヨン番号が、依然待ち行列中に
ある最初の要求要素に先行するバージヨン番号と
一致する。
在するバージヨン番号は、すべて待ち行列にある
以前の更新要求のすべての値と待ち行列中で最初
の（最古の）要求要素に先行する値とを含む。更
新要求が完了するまでに待ち行列から除去されな
い場合、同じデータ・レコードに対する待ち行列
上に他の要求がある場合に新しい更新が待つこと
だけが必要で、新しいデータ・レコードに対する
増分されたバージヨン番号が、依然待ち行列中に
ある最初の要求要素に先行するバージヨン番号と
一致する。
待ち行列中の更新要求の数が小さい間は、更新
をスケジユール化する前に待ち行列を探索するた
めのパフオーマンス費用は大したものではない。
待ち行列に使用される記憶域へのアクセスの速さ
が妥当であつても、パフオーマンス費用が減少す
る。主記憶装置は待ち行列に適切な記憶域をもた
らす。待ち行列中の更新要求の数を小さくするこ
とは、どの要求も待時間が長くなりすぎないよう
にするのにも重要である。
をスケジユール化する前に待ち行列を探索するた
めのパフオーマンス費用は大したものではない。
待ち行列に使用される記憶域へのアクセスの速さ
が妥当であつても、パフオーマンス費用が減少す
る。主記憶装置は待ち行列に適切な記憶域をもた
らす。待ち行列中の更新要求の数を小さくするこ
とは、どの要求も待時間が長くなりすぎないよう
にするのにも重要である。
好ましい実施例の場合のようにバージヨン番号
が単一ビツト・フラツクとして実現されるとき
は、新しい更新を待たなければならないかどうか
を決定するために、同じデータ・レコードに対す
る以前の更新要求の待ち行列を探索するだけでよ
い。同じデータ・ブロツクに対する待ち行列中に
不完全な要求がある場合、新しい要求を常に待た
なければならないので、バージヨン番号の値を検
査する必要はない。
が単一ビツト・フラツクとして実現されるとき
は、新しい更新を待たなければならないかどうか
を決定するために、同じデータ・レコードに対す
る以前の更新要求の待ち行列を探索するだけでよ
い。同じデータ・ブロツクに対する待ち行列中に
不完全な要求がある場合、新しい要求を常に待た
なければならないので、バージヨン番号の値を検
査する必要はない。
好ましい実施例では、レコード・ヘツダは本発
明を実現するのに利用できる７つの未使用ビツト
を含む。このため、１セツトに含まれるユニツト
の数が制限される。７つのバージヨン番号だけが
パリテイ・レコード中に保持されており、したが
つて合計最高８つまでのユニツトがパリテイ記憶
保護セツトに含まれる。前述のように、もつと多
くのユニツトまたは最低３つのユニツトの場合で
も本発明を効率的に利用できる。
明を実現するのに利用できる７つの未使用ビツト
を含む。このため、１セツトに含まれるユニツト
の数が制限される。７つのバージヨン番号だけが
パリテイ・レコード中に保持されており、したが
つて合計最高８つまでのユニツトがパリテイ記憶
保護セツトに含まれる。前述のように、もつと多
くのユニツトまたは最低３つのユニツトの場合で
も本発明を効率的に利用できる。
パリテイ保護システムの構成
データのパリテイ保護システムの構成は、ユー
ザによつて第５図の流れ図の５１０から開始され
る。プロセツサ１２上でセツトアツプ・タスクに
より、流れ図のブロツク５１２で、パリテイ制御
ブロツク３１４〜３１８が構築される。このタス
クは、構成ユニツト・テーブル３１２中の情報を
使用して、システムに接続された記憶装置を識別
する。IBM３３７０などの記憶装置は、独立に
アクセス可能なアームなど複数の独立ユニツトを
内部に含んでいるが、任意の特定のセツトに対し
て記憶装置から１つのユニツトだけ選択される。
ユニツト選択の別の基準は、１セツト中にできる
だけ多くのデイスク制御装置を使用することを含
んでいる。こうした基準は、障害モードが１セツ
トの中の２つのユニツトに影響を及ぼさないよう
にするために使用する。セツトアツプ・タスク
は、１セツトの中のユニツト数を最大にすること
によつて使用可能容量も最大にする。
ザによつて第５図の流れ図の５１０から開始され
る。プロセツサ１２上でセツトアツプ・タスクに
より、流れ図のブロツク５１２で、パリテイ制御
ブロツク３１４〜３１８が構築される。このタス
クは、構成ユニツト・テーブル３１２中の情報を
使用して、システムに接続された記憶装置を識別
する。IBM３３７０などの記憶装置は、独立に
アクセス可能なアームなど複数の独立ユニツトを
内部に含んでいるが、任意の特定のセツトに対し
て記憶装置から１つのユニツトだけ選択される。
ユニツト選択の別の基準は、１セツト中にできる
だけ多くのデイスク制御装置を使用することを含
んでいる。こうした基準は、障害モードが１セツ
トの中の２つのユニツトに影響を及ぼさないよう
にするために使用する。セツトアツプ・タスク
は、１セツトの中のユニツト数を最大にすること
によつて使用可能容量も最大にする。
制御ブロツクが構築された後に、５１４で制御
ブロツク中のストライブ・アレイが構築される。
上述のように、ストライプ・アレイは連鎖方式で
パリテイ・ブロツクを各セツト中のメンバー・ユ
ニツトに割り当てる。ストライプ・アレイは、各
ユニツトの16メガバイト・ブロツクを含む連続ス
トライプに対するパリテイ・ブロツクをどのユニ
ツトが含むかを示すように形成される。ユーザ
が、保護されいない記憶域のサイズを希望するよ
うに定義することもできる。保護されてないスト
ライプのアドレス範囲の定義が、制御ブロツクの
ヘツダに入力される。セツトアツプ・タスクは、
保護されていないストライプからのブロツクをパ
リテイ・ブロツクと定義することはないので、保
護されてないストライプ全体がデータ・レコード
用に使用できる。
ブロツク中のストライブ・アレイが構築される。
上述のように、ストライプ・アレイは連鎖方式で
パリテイ・ブロツクを各セツト中のメンバー・ユ
ニツトに割り当てる。ストライプ・アレイは、各
ユニツトの16メガバイト・ブロツクを含む連続ス
トライプに対するパリテイ・ブロツクをどのユニ
ツトが含むかを示すように形成される。ユーザ
が、保護されいない記憶域のサイズを希望するよ
うに定義することもできる。保護されてないスト
ライプのアドレス範囲の定義が、制御ブロツクの
ヘツダに入力される。セツトアツプ・タスクは、
保護されていないストライプからのブロツクをパ
リテイ・ブロツクと定義することはないので、保
護されてないストライプ全体がデータ・レコード
用に使用できる。
次に、５１６でセツトアツプ・タスクは、制御
ブロツクが対応する各セツトの複数のメンバー・
ユニツトに、制御ブロツクを書き込む。制御ブロ
ツクは、回復中にセツトのメンバーを識別するた
めに使用される。すなわち、制御ブロツクは、パ
リテイの回復なしに使用可能でなければならな
い。それを含むメンバー・ユニツトの１つに障害
が発生する場合、それらの制御ブロツクが、各セ
ツト中の複数のメンバー・ユニツトに書き込まれ
る。保護体系によつて複数のユニツトが障害から
保護される場合、制御ブロツクが、回復されるユ
ニツトの数よりも少なくとも１つ多くのユニツト
に書き込まれる。好ましい実施例では、制御ブロ
ツクはセツトの各メンバーに書き込まれるので、
どのユニツトが制御ブロツクを含むかを決定する
のにユニツトを検索する必要はない。セツトが識
別され制御ブロツクが構築されると、セツトアツ
プ・タスクのブロツク５１８で、バージヨン番号
を含むパリテイ・ブロツクの妥当性検索が行なわ
れる。好ましい実施例では、これを、すべてのユ
ニツト上のすべてのデータをゼロにすることによ
つて行なわれる。偶数パリテイがパリテイ記憶保
護に使用されるので、結果はすべてのデータに有
効なパリテイとなる。バージヨン番号もゼロから
始まる。
ブロツクが対応する各セツトの複数のメンバー・
ユニツトに、制御ブロツクを書き込む。制御ブロ
ツクは、回復中にセツトのメンバーを識別するた
めに使用される。すなわち、制御ブロツクは、パ
リテイの回復なしに使用可能でなければならな
い。それを含むメンバー・ユニツトの１つに障害
が発生する場合、それらの制御ブロツクが、各セ
ツト中の複数のメンバー・ユニツトに書き込まれ
る。保護体系によつて複数のユニツトが障害から
保護される場合、制御ブロツクが、回復されるユ
ニツトの数よりも少なくとも１つ多くのユニツト
に書き込まれる。好ましい実施例では、制御ブロ
ツクはセツトの各メンバーに書き込まれるので、
どのユニツトが制御ブロツクを含むかを決定する
のにユニツトを検索する必要はない。セツトが識
別され制御ブロツクが構築されると、セツトアツ
プ・タスクのブロツク５１８で、バージヨン番号
を含むパリテイ・ブロツクの妥当性検索が行なわ
れる。好ましい実施例では、これを、すべてのユ
ニツト上のすべてのデータをゼロにすることによ
つて行なわれる。偶数パリテイがパリテイ記憶保
護に使用されるので、結果はすべてのデータに有
効なパリテイとなる。バージヨン番号もゼロから
始まる。
次いで、このシステムは、５２０で初期プログ
ラム・ロードを実行することによつて標準のやり
方で初期設定される。
ラム・ロードを実行することによつて標準のやり
方で初期設定される。
ユニツトの最高数にまだ到つてないセツトにメ
ンバーを加えることも可能である。新しいメンバ
ーは、ゼロにしてユニツト・テーブルに加えるの
が好ましい。次に、セツトのパリテイ・ブロツク
が、新しいユニツトを含むように再分配される。
そのユニツトの制御ブロツクが審査され、新しい
ユニツトに転送されたパリテイ・ブロツクを含ん
でいたユニツトは、そのアドレス範囲がゼロにな
つたパリテイ・ブロツクを含んでおり、そのスト
ライプに対するパリテイ・グループの妥当性検索
を行なう。
ンバーを加えることも可能である。新しいメンバ
ーは、ゼロにしてユニツト・テーブルに加えるの
が好ましい。次に、セツトのパリテイ・ブロツク
が、新しいユニツトを含むように再分配される。
そのユニツトの制御ブロツクが審査され、新しい
ユニツトに転送されたパリテイ・ブロツクを含ん
でいたユニツトは、そのアドレス範囲がゼロにな
つたパリテイ・ブロツクを含んでおり、そのスト
ライプに対するパリテイ・グループの妥当性検索
を行なう。
好ましい実施例では、制御ブロツクは、新しい
ユニツトの追加によつてセツトの変更が行なわれ
ることを示すように、一時的に改訂される。パリ
テイ・ブロツクの再分配中に障害が発生した場
合、一時的変更が行なわれる。次いで、既知のセ
ツトのパリテイ・ブロツクが、新しいユニツトを
含むように再分配される。新しいユニツトに転送
されたパリテイ・ブロツクを含んでいたユニツト
は、そのアドレス範囲がゼロになつたパリテイ・
ブロツクを含んでいた。再分配が完了すると、制
御ブロツクの変更は永続的となる。
ユニツトの追加によつてセツトの変更が行なわれ
ることを示すように、一時的に改訂される。パリ
テイ・ブロツクの再分配中に障害が発生した場
合、一時的変更が行なわれる。次いで、既知のセ
ツトのパリテイ・ブロツクが、新しいユニツトを
含むように再分配される。新しいユニツトに転送
されたパリテイ・ブロツクを含んでいたユニツト
は、そのアドレス範囲がゼロになつたパリテイ・
ブロツクを含んでいた。再分配が完了すると、制
御ブロツクの変更は永続的となる。
パリテイ・ブロツクを転送しないで新しいユニ
ツトを追加することもできる。パリテイ・ブロツ
クの転送を行なわないと、新しいユニツトを追加
することによつて可能になるそのセツトのアクセ
ス速度の増加を利用できないことになる。しか
し、新しいユニツトは既存のパリテイ・ブロツク
によつて記憶保護される。
ツトを追加することもできる。パリテイ・ブロツ
クの転送を行なわないと、新しいユニツトを追加
することによつて可能になるそのセツトのアクセ
ス速度の増加を利用できないことになる。しか
し、新しいユニツトは既存のパリテイ・ブロツク
によつて記憶保護される。
スライス中のレコードとパリテイの更新
第６図には、データ・レコードとそれに対応す
るパリテイ・レコードの変更が示されている。こ
うした変更は、データ・ベース中のデータを変更
しようとする人、または様々な理由で変更を要求
する機械処理によつて呼び出される。６１０で、
処理装置１２上で動くユーザ・タスクが、変更す
べきデータ・レコードを読み取る。ユーザ・タス
クは、まず６１２でデータ・レコードの追加コピ
ーをつくり、次いで従来の方式でデータ・レコー
ドの変更を行なう。
るパリテイ・レコードの変更が示されている。こ
うした変更は、データ・ベース中のデータを変更
しようとする人、または様々な理由で変更を要求
する機械処理によつて呼び出される。６１０で、
処理装置１２上で動くユーザ・タスクが、変更す
べきデータ・レコードを読み取る。ユーザ・タス
クは、まず６１２でデータ・レコードの追加コピ
ーをつくり、次いで従来の方式でデータ・レコー
ドの変更を行なう。
その後、ユーザ・タスクは、６１４で変更され
たデータ・レコードとデータレコードの追加コピ
ーを排他的ORすることによつて変更マスクを生
成する。変更されたデータの最初のビツトを追加
コピーと排他的ORして、変更マスクの最初のビ
ツトを形成する。変更データの連続する各ビツト
を同様に追加コピーの対応するビツトと排他的
ORとし、変更マスクの他のビツトを形成する。
既存の機械語命令が変更レコードのヘツダとコピ
ーされたレコードのヘツダの排他的ORを実行す
る。他の２つの排他的OR機械語命令が、２５６
バイトのブロツク中のページの排他的ORを実行
する。次いで、パリテイ・レコード中のバージヨ
ン番号に対応するヘツダの位置が、変更マスク中
でゼロにされ、したがつてそれらの位置がパリテ
イ・レコードのバージヨン番号に影響を及ぼすこ
とはない。
たデータ・レコードとデータレコードの追加コピ
ーを排他的ORすることによつて変更マスクを生
成する。変更されたデータの最初のビツトを追加
コピーと排他的ORして、変更マスクの最初のビ
ツトを形成する。変更データの連続する各ビツト
を同様に追加コピーの対応するビツトと排他的
ORとし、変更マスクの他のビツトを形成する。
既存の機械語命令が変更レコードのヘツダとコピ
ーされたレコードのヘツダの排他的ORを実行す
る。他の２つの排他的OR機械語命令が、２５６
バイトのブロツク中のページの排他的ORを実行
する。次いで、パリテイ・レコード中のバージヨ
ン番号に対応するヘツダの位置が、変更マスク中
でゼロにされ、したがつてそれらの位置がパリテ
イ・レコードのバージヨン番号に影響を及ぼすこ
とはない。
ブロツク６１６で、ユーザ・タスクはデータ・
レコード・ヘツダ中のバージヨン番号を増分す
る。次いで、６１７で、ユーザ・タスクは、新し
いデータの物理アドレスから得られるユニツト番
号にもとづいてユニツト・テーブル３１２を検索
することにより、どのユニツトが当該のパリテ
イ・レコードを含むかを決定する。ユニツト・テ
ーブルは、制御ブロツク３１４〜３１８のどれを
使用して特定のデータ・レコードに対するパリテ
イ・レコードを含むユニツトを識別するかを指示
する。この場合も、新しいデータ・レコードのア
ドレスを使つて、目的のストライプが識別され
る。そのストライプに対するパリテイ・レコード
を含むユニツトが識別されると、タスク６１７
は、当該のユニツトに対する待ち行列６２４上に
レコード・アドレスと変更マスクを含む更新要求
を出す。この更新要求は、データ・レコードがま
だ書き込まれていないことも指示する。タスク６
１２は更新要求を待ち行列６２４に置く前に、待
ち行列６２４を検索して、上述したようなバージ
ヨン番号との混同がないことを確認する。混同が
あり得る場合、ユーザ・タスクは、混同がなくな
るまで待つてから先に進む。
レコード・ヘツダ中のバージヨン番号を増分す
る。次いで、６１７で、ユーザ・タスクは、新し
いデータの物理アドレスから得られるユニツト番
号にもとづいてユニツト・テーブル３１２を検索
することにより、どのユニツトが当該のパリテ
イ・レコードを含むかを決定する。ユニツト・テ
ーブルは、制御ブロツク３１４〜３１８のどれを
使用して特定のデータ・レコードに対するパリテ
イ・レコードを含むユニツトを識別するかを指示
する。この場合も、新しいデータ・レコードのア
ドレスを使つて、目的のストライプが識別され
る。そのストライプに対するパリテイ・レコード
を含むユニツトが識別されると、タスク６１７
は、当該のユニツトに対する待ち行列６２４上に
レコード・アドレスと変更マスクを含む更新要求
を出す。この更新要求は、データ・レコードがま
だ書き込まれていないことも指示する。タスク６
１２は更新要求を待ち行列６２４に置く前に、待
ち行列６２４を検索して、上述したようなバージ
ヨン番号との混同がないことを確認する。混同が
あり得る場合、ユーザ・タスクは、混同がなくな
るまで待つてから先に進む。
パリテイ・レコードのアドレスは、新しいデー
タのアドレスと同じであることがわかつている。
ただしアドレスのあるユニツトは異なる。６１８
で、新しいデータの書込み要求が出され、待ち行
列６２０に送られる。データ・レコードが記憶装
置６２２に書き込まれると、６２５でそのことを
示す標識が待ち行列６２４上の更新要求に送られ
る。次いで、流れは戻り、次のデータ・レコード
変更を待つ。
タのアドレスと同じであることがわかつている。
ただしアドレスのあるユニツトは異なる。６１８
で、新しいデータの書込み要求が出され、待ち行
列６２０に送られる。データ・レコードが記憶装
置６２２に書き込まれると、６２５でそのことを
示す標識が待ち行列６２４上の更新要求に送られ
る。次いで、流れは戻り、次のデータ・レコード
変更を待つ。
パリテイ更新タスクは、６２７で待ち行列６２
４から次のパリテイ更新要求を獲得することによ
つて始まる。更新要求中で識別されたパリテイ・
レコードが６２６で読み取られると、６２８で変
更マスクが、パリテイ・レコードと排他的ORさ
れる。変更マスクはバージヨン番号に対応するビ
ツト位置にゼロを含むため、バージヨン番号は排
他的ORによつて変更されない。排他的ORは、
ユーザ・タスクのブロツク６１４で使用するのと
同じ排他的OR機械語命令によつて実行される。
次に、６３０で、データ・レコードに対応するパ
リテイ・レコードのバージヨン番号が増分され、
６３２で、パリテイ・レコードに対する書込み要
求が出される。その後、パリテイ更新タスクは、
６２７で、次のパリテイ更新要求を獲得する。
４から次のパリテイ更新要求を獲得することによ
つて始まる。更新要求中で識別されたパリテイ・
レコードが６２６で読み取られると、６２８で変
更マスクが、パリテイ・レコードと排他的ORさ
れる。変更マスクはバージヨン番号に対応するビ
ツト位置にゼロを含むため、バージヨン番号は排
他的ORによつて変更されない。排他的ORは、
ユーザ・タスクのブロツク６１４で使用するのと
同じ排他的OR機械語命令によつて実行される。
次に、６３０で、データ・レコードに対応するパ
リテイ・レコードのバージヨン番号が増分され、
６３２で、パリテイ・レコードに対する書込み要
求が出される。その後、パリテイ更新タスクは、
６２７で、次のパリテイ更新要求を獲得する。
待ち行列６３４は、記憶装置に対するパリテ
イ・レコード書込み要求を記憶する。この場合、
記憶装置６３６は、特定の書込み要求を記憶する
よう指示される。記憶ユニツト６３６はユニツト
６２２とは異なつているが、それは、データ・レ
コードとパリテイ・レコードが同じユニツトに書
き込まれないからである。パリテイ・レコードの
書込みが完了すると、637で待ち行列６２４上の
更新要求が通知される。データの書込みとパリテ
イの書込み両方が完了すると、その項目が待ち行
列６２４から取り除かれ、もはやバージヨン番号
との混同が起こる可能性がないことを示す。
イ・レコード書込み要求を記憶する。この場合、
記憶装置６３６は、特定の書込み要求を記憶する
よう指示される。記憶ユニツト６３６はユニツト
６２２とは異なつているが、それは、データ・レ
コードとパリテイ・レコードが同じユニツトに書
き込まれないからである。パリテイ・レコードの
書込みが完了すると、637で待ち行列６２４上の
更新要求が通知される。データの書込みとパリテ
イの書込み両方が完了すると、その項目が待ち行
列６２４から取り除かれ、もはやバージヨン番号
との混同が起こる可能性がないことを示す。
レコードの回復
回復が実行されるのは、システムの平常操作中
単一のレコード読取りエラーにぶつかつたとき、
またはユニツト全体に障害が発生したときであ
る。
単一のレコード読取りエラーにぶつかつたとき、
またはユニツト全体に障害が発生したときであ
る。
ユニツトに障害が発生すると、そのユニツト上
の失われたデータが、そのセツト中の複数のメン
バーに記憶されている制御ブロツク中で示される
ように、そのセツトの残りのユニツトから再構成
される。障害の発生したユニツトは交換または修
復される。新しいユニツトに対するデータは、そ
のセツトの残りのメンバーからレコードごとに再
構成される。パリテイ・レコードを再構成するに
は、そのセツト中のデータ・レコードを読み取
り、パリテイを再生するだけでよい。パリテイ・
レコード中のバージヨン番号は、データ・レコー
ド中の対応するバージヨン番号と等しくなるよう
に設定される。
の失われたデータが、そのセツト中の複数のメン
バーに記憶されている制御ブロツク中で示される
ように、そのセツトの残りのユニツトから再構成
される。障害の発生したユニツトは交換または修
復される。新しいユニツトに対するデータは、そ
のセツトの残りのメンバーからレコードごとに再
構成される。パリテイ・レコードを再構成するに
は、そのセツト中のデータ・レコードを読み取
り、パリテイを再生するだけでよい。パリテイ・
レコード中のバージヨン番号は、データ・レコー
ド中の対応するバージヨン番号と等しくなるよう
に設定される。
データ・レコードを再生するとき、まず各デー
タ・レコードで検査が行なわれ、それらのバージ
ヨン番号がそのスライスに対するパリテイ・レコ
ード中のバージヨン番号と一致しているかどうか
判定する。そのスライス中のバージヨン番号に一
致しないものがある場合、失われたデータ標識が
失われたレコードのヘツダに書き込まれる。バー
ジヨン番号が一致している場合、そのスライス中
のレコードが新しいレコードと１レコードごとに
排他的ORされる。次いで、当該のバージヨン番
号がパリテイ・レコードから新しいレコード・ヘ
ツダにコピーされる。
タ・レコードで検査が行なわれ、それらのバージ
ヨン番号がそのスライスに対するパリテイ・レコ
ード中のバージヨン番号と一致しているかどうか
判定する。そのスライス中のバージヨン番号に一
致しないものがある場合、失われたデータ標識が
失われたレコードのヘツダに書き込まれる。バー
ジヨン番号が一致している場合、そのスライス中
のレコードが新しいレコードと１レコードごとに
排他的ORされる。次いで、当該のバージヨン番
号がパリテイ・レコードから新しいレコード・ヘ
ツダにコピーされる。
データ・レコードまたはパリテイ・レコード上
で読取りエラーにぶつかつた場合、障害のあるレ
コードの内容が、全ユニツトの回復について上述
したのと同じメカニズムで再構成される。この場
合、回復が進行中に障害のあるレコードを含むス
ライス上のすべての変更活動を保持する必要があ
る。
で読取りエラーにぶつかつた場合、障害のあるレ
コードの内容が、全ユニツトの回復について上述
したのと同じメカニズムで再構成される。この場
合、回復が進行中に障害のあるレコードを含むス
ライス上のすべての変更活動を保持する必要があ
る。
再構成に続いて、システムの平常操作が続行す
る。失われる唯一のデータは、データまたはパリ
テイの更新が行われ、対応するパリテイまたはデ
ータ・レコードが書き込まれる前にユニツトに障
害が起こつたものである。すなわち、障害が生じ
たユニツト上の大半のデータは、ミラー操作によ
るユニツトの冗長オーバーヘツドなしで回復され
た。１つの装置をパリテイ情報と結びつけるので
はなく、パリテイ情報をそのセツトのメンバーに
分配することによつて、記憶装置の並列操作を利
用して、最大のアクセス速度がもたらされる。
る。失われる唯一のデータは、データまたはパリ
テイの更新が行われ、対応するパリテイまたはデ
ータ・レコードが書き込まれる前にユニツトに障
害が起こつたものである。すなわち、障害が生じ
たユニツト上の大半のデータは、ミラー操作によ
るユニツトの冗長オーバーヘツドなしで回復され
た。１つの装置をパリテイ情報と結びつけるので
はなく、パリテイ情報をそのセツトのメンバーに
分配することによつて、記憶装置の並列操作を利
用して、最大のアクセス速度がもたらされる。
第１図は、本発明のパリテイ・ブロツク記憶保
護分配を組み込んだシステムの構成図、第２図
は、複数の記憶装置上での第１図のパリテイ・ブ
ロツクの分配の構成図、第３図は、パリテイ・グ
ループとデータ・レコードを相関させるのに使用
される論理テーブルの構成図、第４図は、同期の
ためにバージヨン標識を利用した記憶ストライプ
中のレコードの構成図、第５図は、パリテイ・ブ
ロツク記憶保護用の記憶装置の初期設定の流れ
図、第６図は、データ・レコードとそれに対応す
るパリテイ・レコードの更新に含まれるステツプ
の流れ図である。
護分配を組み込んだシステムの構成図、第２図
は、複数の記憶装置上での第１図のパリテイ・ブ
ロツクの分配の構成図、第３図は、パリテイ・グ
ループとデータ・レコードを相関させるのに使用
される論理テーブルの構成図、第４図は、同期の
ためにバージヨン標識を利用した記憶ストライプ
中のレコードの構成図、第５図は、パリテイ・ブ
ロツク記憶保護用の記憶装置の初期設定の流れ
図、第６図は、データ・レコードとそれに対応す
るパリテイ・レコードの更新に含まれるステツプ
の流れ図である。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １ データ・ブロツクを記憶する複数の独立して
アクセス可能な記憶装置を有するコンピユータ・
システムのためのデータ保護装置であつて、 複数の組のデータ・ブロツクの関数として複数
のパリテイ・ブロツクを発生するための発生手段
であつて、１つのパリテイ・ブロツクに対応する
組における複数のデータ・ブロツクはそれぞれ異
なる記憶装置に記憶される発生手段と、 記憶装置へのデータ・ブロツク及びパリテイ・
ブロツクの記憶を管理するための記憶管理手段と 前記記憶管理手段に接続され、すべての組のデ
ータ・ブロツクに対するパリテイ・ブロツクを１
つの記憶装置が持つことのないように、各パリテ
イ・ブロツクが記憶されるべき記憶装置を記憶管
理手段に知らせるための拡散手段と、 より成るデータ保護装置。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US873249 | 1978-01-30 | ||
| US06873249 US4761785B1 (en) | 1986-06-12 | 1986-06-12 | Parity spreading to enhance storage access |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS62293355A JPS62293355A (ja) | 1987-12-19 |
| JPH0547857B2 true JPH0547857B2 (ja) | 1993-07-19 |
Family
ID=25361257
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62110902A Granted JPS62293355A (ja) | 1986-06-12 | 1987-05-08 | データ保護装置 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US4761785B1 (ja) |
| EP (1) | EP0249091B1 (ja) |
| JP (1) | JPS62293355A (ja) |
| CA (1) | CA1270333A (ja) |
| DE (1) | DE3750790T2 (ja) |
Families Citing this family (314)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4949326A (en) * | 1986-12-10 | 1990-08-14 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | Optical information recording and reproducing system using optical disks having an error correction function |
| USRE34100E (en) * | 1987-01-12 | 1992-10-13 | Seagate Technology, Inc. | Data error correction system |
| US5257367A (en) * | 1987-06-02 | 1993-10-26 | Cab-Tek, Inc. | Data storage system with asynchronous host operating system communication link |
| US4942579A (en) * | 1987-06-02 | 1990-07-17 | Cab-Tek, Inc. | High-speed, high-capacity, fault-tolerant error-correcting storage system |
| US4870643A (en) * | 1987-11-06 | 1989-09-26 | Micropolis Corporation | Parallel drive array storage system |
| US4993030A (en) * | 1988-04-22 | 1991-02-12 | Amdahl Corporation | File system for a plurality of storage classes |
| US4914656A (en) * | 1988-06-28 | 1990-04-03 | Storage Technology Corporation | Disk drive memory |
| US4989206A (en) * | 1988-06-28 | 1991-01-29 | Storage Technology Corporation | Disk drive memory |
| US5077736A (en) * | 1988-06-28 | 1991-12-31 | Storage Technology Corporation | Disk drive memory |
| US5283791A (en) * | 1988-08-02 | 1994-02-01 | Cray Research Systems, Inc. | Error recovery method and apparatus for high performance disk drives |
| US5218689A (en) * | 1988-08-16 | 1993-06-08 | Cray Research, Inc. | Single disk emulation interface for an array of asynchronously operating disk drives |
| JP2718708B2 (ja) * | 1988-08-26 | 1998-02-25 | 株式会社日立製作所 | 記憶制御システムの制御方法および記憶制御システムならびに記憶制御装置 |
| US5148432A (en) * | 1988-11-14 | 1992-09-15 | Array Technology Corporation | Arrayed disk drive system and method |
| US5007053A (en) * | 1988-11-30 | 1991-04-09 | International Business Machines Corporation | Method and apparatus for checksum address generation in a fail-safe modular memory |
| US5008886A (en) * | 1989-01-27 | 1991-04-16 | Digital Equipment Corporation | Read-modify-write operation |
| US5185746A (en) * | 1989-04-14 | 1993-02-09 | Mitsubishi Denki Kabushiki Kaisha | Optical recording system with error correction and data recording distributed across multiple disk drives |
| US5146574A (en) * | 1989-06-27 | 1992-09-08 | Sf2 Corporation | Method and circuit for programmable selecting a variable sequence of element using write-back |
| US5072378A (en) * | 1989-12-18 | 1991-12-10 | Storage Technology Corporation | Direct access storage device with independently stored parity |
| US5402428A (en) * | 1989-12-25 | 1995-03-28 | Hitachi, Ltd. | Array disk subsystem |
| JPH03216751A (ja) * | 1990-01-05 | 1991-09-24 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | フアイル転送方法 |
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| US5195100A (en) * | 1990-03-02 | 1993-03-16 | Micro Technology, Inc. | Non-volatile memory storage of write operation identifier in data sotrage device |
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| US5212785A (en) * | 1990-04-06 | 1993-05-18 | Micro Technology, Inc. | Apparatus and method for controlling data flow between a computer and memory devices |
| US5233618A (en) * | 1990-03-02 | 1993-08-03 | Micro Technology, Inc. | Data correcting applicable to redundant arrays of independent disks |
| US5388243A (en) * | 1990-03-09 | 1995-02-07 | Mti Technology Corporation | Multi-sort mass storage device announcing its active paths without deactivating its ports in a network architecture |
| US5129082A (en) * | 1990-03-27 | 1992-07-07 | Sun Microsystems, Inc. | Method and apparatus for searching database component files to retrieve information from modified files |
| US5325497A (en) * | 1990-03-29 | 1994-06-28 | Micro Technology, Inc. | Method and apparatus for assigning signatures to identify members of a set of mass of storage devices |
| US5202856A (en) * | 1990-04-05 | 1993-04-13 | Micro Technology, Inc. | Method and apparatus for simultaneous, interleaved access of multiple memories by multiple ports |
| US5233692A (en) * | 1990-04-06 | 1993-08-03 | Micro Technology, Inc. | Enhanced interface permitting multiple-byte parallel transfers of control information and data on a small computer system interface (SCSI) communication bus and a mass storage system incorporating the enhanced interface |
| US5956524A (en) * | 1990-04-06 | 1999-09-21 | Micro Technology Inc. | System and method for dynamic alignment of associated portions of a code word from a plurality of asynchronous sources |
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