JPH05505264A - データ記憶装置における書込みオペレーション識別子の不揮発性メモリ記憶 - 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】 データ記憶装置における 書込みオペレーション識別子の不揮発性メモリ記憶発明の背景 本発明は、集合的に１あるいはそれ以上の論理大容量記憶装置とし、て作動する 物理的大容量記憶装置のセットに関し、特に、電源故障が起こった際に、このよ うなセットの物理的大容量記憶装置においてデータ保全を維持するための方法お よび装置に関する。

ディスクメモリは不揮発性であり、メモリサイズの要求がメインメモリの実際的 な量を越え続けるので、コンピュータにおいてディスクメモリの使用は、重要で ある続ける。この時、ディスクはメインメモリより遅い速度となり、システムの 性能が、しばしばディスクアクセス速度に制限される。したがって、システム全 体の性能にとって、ディスクドライブユニットのメモリサイズとデータアクセス 速度の両方が改善されることは重要である。これについては、ミッチェル　Ｙ。

ＫＩＭ　の“同期されたディスクインターリ−インｒ１コンピュータにおけるＩ ＥＥＥ処理、Ｖｏｌ、Ｃ−３５，Ｎｏ、１．１９８６年１１月、を参照のこと。

ディスクメモリサイズはディスク数の増加および／もしくはディスクの直径の増 加により、増加させることができる。しかし、これはデータアクセス速度を増加 することにはならない。メモリサイズおよびデータ転送速度は、データ記憶の密 度を増すことにより、両方とも増加させることができる。しかしながら、技術的 な制約によりデータ密度が制限されヘディスクを高密度にすることは、エラーに なりやすい。

種々の技術が、データアクセス速度を改善するために用いられてきた。全体トラ ックデータを保持することができるディスクキャッシュメモリは、単一トラック におけるデータへの継続的なアクセスのためのシーク待ち時間や回転待ち時間を なくすために用いられる。多重読取り／書込みヘッドは、単一ディスクにおける １組のディスクあるいは、１組のトラックのブロックをインターリーブするため に使用される。共通のデータブロックサイズは、バイトサイズ、ワードサイズお よびセクタサイズである。ディスクインターリ−ピングは、性能を増加するため の既知のスーパーコンピュータ技術であり、例えば、それは上述した参考文献に おいて述へられる。データアクセス性能は多くのパラメータにより測定されるが 、関連応用に依存している。トランザクション処理（バンキングのような）にお いて、データ転送は一般に小さく、要求率は高く、任意である。一方、スーパー コンピュータを用いると、大きいデータブロックの転送が一般的である。

最近開発されたディスクメモリ構成は、安価なディスクの冗長アレイ（ＲＡＩＤ ）であり、その性能か改善され、比較的低いコストになった。（例えば、デビッ ト、ニー、パダーリンらの１ボートＮｏ、ＵＣＢ／Ｃ３Ｄ　８７／３９．１９８ ７年１２月、コンピュータ科学デビジョン（ＥＥＣＳ）、カリフすルニア大学、 バークレイ、カリフォルニア　９４７２０を参照のこと。）パダーリンらの参考 文献に記載されるように、パーソナルコンピュータの市場か大きいことが、Ｉ　 ＢＭ３３８０のような単−大型高価ディスク（ＳＬＥＤ）システムより良好なコ スト対性能比を持つディスクドライブを有し、安価なディスクドライブを開発す る手助けとなっている。安価なディスクにおける読取り／書込みヘッド当たり１ 秒ごとのＩ／’Ｏの数は大きいディスクの２倍以内である。したがって、ＲＡＩ Ｄアーキテクチャにおけるいくつかの安価なディスクからの並列転送が、ここに おいては、１組の安価なディスクが単−論理ディスクドライブとして機能してお り、低コストで５ＬＥＤより大きな性能を生み出す。

残念なことに、データか１以上のディスクに記憶される場合、故障までの平均時 間は、アレイにおけるディスク数と反比例する。システムの故障までの減少した 平均時間を訂正するために、ニラ−の認識および訂正が、ＲＡＩＤシステムの中 に構築される。パダーリンらの参照文献によれば、それぞれが異なるエラー認識 および訂正手段を有する５つのＲＡＩＤの実施例について述べられている。これ らのＲＡＩＤの実施例はＲＡＩＤレベル１−５とされている。

ＲＡＩＤレヘルレベは、データの完全な複写が利用さヘディスク比当たりでは相 対的に小さい性能を有する。ＲＡＩＤレベル２では、エラー訂正とディスク故障 の修復とを行うように意図されているエキストラディスク数を削減できるように するエラー訂正コードを利用することにより、ディスク比当たりの容量と性能が 改善される。またＲＡＴＤレベル２において、単一エラーを検出し、訂正するた めに、データはＧデータディスクのグループにインターリーブさね、そしてエラ ーコードか生成さベチェックリストとしてのＣディスクの追加セットに記憶され る。このエラーコードにより、データにおける任意の単一ビットエラーが検出さ へ訂正がされる。また、Ｇデータの１つかクラ・ソシュした場合に、このエラー コードにより、データの修復ができる。ＣＯＧディスクのうちＧのみがユーザー データを保持するので、ディスク当たりの性能はＧ／　（Ｇ＋Ｃ）に比例する。

Ｇ／Ｃは一般に、１よりかなり大きく、ＲＡＩＤレベル２は、ＲＡＩＤレベル１ 以上のディスク当たりの性能の改善を示す。１あるいはそれ以上のスペアディス クが、システム内に含まね、その結果、ディスクドライブの１つか故障した場合 、故障したディスクドライブを置換するために、スペアディスクが電気的にＲＡ ＩＤに交換される。

ＲＡＩＤレベル３は、ＲＡＩＤレベル２の変形であり、ここにおいて、最も安価 なディスクドライブにより設けられるエラー検出容量が用いられ、チェ・ツクデ ィスク数を１つに削減できる。これにより、ＲＡＩＤレベル２より、ディスク当 たりの相対的な性能を向上することができる。

トランザクション処理においては一般的であるような小さいデータ転送の性能基 準は、データが、ビットサイズのブロックで、ディスク中でインターリーブされ るので、ＲＡＩＤレベル１−３に対し劣っていることは知られている。というの は、１セクタのデータ以下のデータアクセスに対してさえ、全ディスクがアクセ スされねばならないからである。この性能パラメータを改善するために、ＲＡＩ Ｄレベル４、つまりＲＡＩＤレベル３の変形において、レベル１−３のようなビ ットインターリーブモードのかわりに、セクタインターリーブモードでディスク にデータがインターリーブされる。この利点は、小さいデータアクセス（例えば 、データのＧ＋Ｃセクタより小さいアクセス）に対し、全ディスクがアクセスさ れる必要はない、ということであり、つまり、データのｋおよびに＋１セクタ間 でのデータアクセスサイズに対し、ｋ十１データディスクのみがアクセスされる 必要があるということである。これにより、同時に同じデータディスクをアクセ スする別々のデータアクセス要求における競合の量を減することができる。

しかし、ＲＡＩＤレベル４の性能は、書込みオペレーション中のチェ・ツクディ スクのアクセスコンテンションのために制限されたままである。全書込みオペレ ーションに対し、現在のパリティデータを、データか書込まれるデータの各スト ライブ（例えば、セクタの行）のためのチェックディスクに記憶するために、チ ェックデータは、アクセスされねばならない。従って、書込みオペレーションは 、小さいデータアクセスに対しても、互いに妨害をする。ＲＡＩＤレベル５、っ まディスク上に分散することにより、書込みオペレーションにおけるこの競合問 題とは、従来のエラー認識および訂正技術が、信頼性よく操作できないというこ とレーションにとって、もし、電源故障が書込み要求中に発生すると、書込み要 求−ションを完了していないディスクがなんのデータも書込んでいない場合には 、　−込み要求に含まれていない他のセクタもまた、つついて再生成されること かでき決定される方法および、電源がなくなることが原因で記憶されたデータと 一致しないデータを再構築する方法が提供されることが望ましい。

れるかどうかが、多重装置大容量記憶システムに電源が戻る時点で、決定される 方法を提供することである。

本発明の他の目的は、書込みオペレーション中に電源がなくなることが原因で、 段から記憶オペレーションに関する情報を読取り、物理的記憶装置のセットにデ レージョンに関する情報が不揮発性メモリに記憶され、記憶オペレーションが完 了すると、不揮発性メモリから消去される。

図面の簡単な説明 図１は、データを種々の周辺装置に割当てるための従来のチャネルアーキテクチ ャを表す図である。

図２は、データを種々の周辺装置に割当てるための従来のバスアーキテクチャを 表す図である。

図３は、本発明に用いられるのに適したタイプの多重装置大容量記憶システムに 障により発生するデータエラーを検出し、訂正するのに用いられるハードウェア するためのタイムスタンプデータフィールドを含むデータブロックのレイアウト 装置とチェック装置を含む大容量記憶装置のアレイを表す図である。

図７は、２つの大容量記憶装置を含むデータグループの作動例を表すズである。

実施例 １、典型的な多重装置大容量記憶システムの説明リーブするのであれば、いかな る多重装置記憶システムアーキテクチャにおいてのコントローラと結合され得る 。これは、例えば、記憶装置１２２とコントローれなければならない。記憶装置 がＲＡＩＤメモリである場合、Ｒ，ｌＤメモリ内のデータを再構築するために、 コントローラ３１０は、チェックディスクに書かれたコードにより与えられるエ ラー訂正能力を利用する。

ＲＡＩＤアーキテクチャにあるドライブにおけるデータを再構築する特定の方法 は、特別に実行される。好適な実施例において、チェックドライブに記憶されて いるチェックデータを計算するために、リード　ソロモン　コーディング　アル ゴリズムが用いられる。特定の好適な実施例において、このチェックデータは、 前述したＲＡＩＤレベル５アーキテクチャのようなストライプされた方法で、い くつかの物理的ディスクドライブに分散される。ストライプは１組のディスクド ライブ上にある対応するセクタからなり、大容量記憶データを含むセクタもあれ ば、ストライプ内の大容量記憶データセクタに対するチェックデータを含むもの もある。ストライプは１あるいはそれ以上のセクタディープである。１組のディ スク上のこのようなストライプは、１あるいはそれ以上にグループ分けされる。

これ以降、そのグループを冗長グループと呼ぶことにする。この装置において、 特定のストライプ用のチェックドライブからなる物理的装置はストライプからス トライプへと変化する。ストライプの幅、（例えば、各ストライプによりつなげ られる物理的記憶装置の数）は、冗長グループ内では等しい。

ここで用いられる特定のり−ド　ソロモン　コーディング　アルゴリズムによっ て再構築され得るデータブロックの数が決定（あるいは、側臥される。例えば、 リード　ソロモン　コードにより、再構築は、ストライプ（チェックデータを保 持するドライブを含む）での全ドライブ数のうち２つのドライブまでと制限でき る。もしこの場合に、ストライプにおいて、２つ以上のドライブが不一致である ど決定されると、リード　ソロモン　コードにより、いかなるデータも再構築さ れることかできない。ここで用いられるように、不一致という意味は、リード　 ソロモン　コードを用いて、データをストライプにおける他のデータに符号化す ると、そのデータはストライプに対し記憶されたチェックデータにならないとい うことである。この理由のため、ＲＡＩＤアーキテクチャを有する多重装置大容 量記憶システムを複数の分離冗長グループに分けることが望ましい。

再構築されるドライブの数が、ここで用いられるリード　ソロモン　コードによ り決定される制限内であるとすると、再構築は、一般に以下のように完了される 。第１に、再構築されるドライブを含む冗長グループストライプにおける全デー タブロックか読み込まれ、このストライプに対応するチェックデータもまた、読 み込まれる。そして、エラー訂正回路（例えば、図４の冗長グループエラー訂正 回路４０８）は、チェックデータおよび有効なデータブロックを用いて、データ ブロックあるいはストライプの残部と不一致なブロックに書き込まれるはずであ ったデータを再生成する。エラー訂正回路は、用いられるリード　ソロモンコー ドのアルゴリズムに応じて、データを処理するのに適しているタイプであれば、 いかなるものでもよい。この回路により、チェックデータが生成さね、そして一 致しないデータか再生成される方法は、本発明によるところではない。本発明は 、用いられる特定の再構築技術に関係なく、書込みオペレーションに含まれる１ あるいはそれ以上のデータブロックの書込み不良によるデータエラーを検索した り、訂正することが望まれるシステムに適用できることが意図されている。

したがって、単一で、従来の物理的記憶ユニットをより大きいユニットとして共 に作動する１組のディスクドライブ作動に置換することにより、データが不正確 なディスクドライブに不正確に導かれ得る、データ経路分岐およびスイッチング の追加レベルか導入される。

２、誤って割当てられたデータの検出 ＲＡＩＤメモリには、不正確に割当てられたデータを検出する手段が設けられて いる。これは、好適には以下のように完了される。データがディスクドライブユ ニットの１つに記憶されると、エキストラフィールド（例えば、図５のフィール ド５０１および５０２）は、記憶されたデータの各ブロックに含まれる。これら エキストラフィールドには、データがふくまれており、このデータはＲＡＩＤメ モリ内のどこに位置すべきかが認識されている。エキストラフィールド５０１は 、メインメモリ１０１に対応するＣＰＵによりデータが導かれる装置の論理ユニ ット数を表し、エキストラフィールド５０２は、ＣＰＵによりデータが導かれる データブロックの論理ブロック数を表す。

ここで、論理ユニット、論理ユニット数、論理ブ０ツクおよび論理ブロック数に 関して簡単に説明する。論理ユニット数（ＬＵＮ）は、ＣＰＵにより外部大容量 記憶アドレススペースに割当てられる数であり、１つの物理的大容量記憶装置、 複数の物理的大容量記憶装置あるいは、１またはそれ以上のこのような装置にマ ツピングされる。ＬＵＮは、外部装置かデータアクセスにはいるものであると確 認するために、データアクセスコマンドで、ＣＰＵにより転送される。論理ユニ ット数に応じて、ＣＰＵから選択された外部装置へのデータ経路内で、種々のス イッチか設定され、データを装置へあるいは装置から導く。既知のＲＡＩＤそう ちセットは、好適には、ＣＰＵによりＲＡＩＤメモリが１つの論理ディスクドラ イブ装置であるとされるように作動する。１組の物理的記憶装置上のデータを構 成するより好適な方法は、その組が１あるいはそれ以上の論理記憶装置として可 変的に作動するようにデータを動的に構成することである。

このより好適なデータ構成方法によって、ＣＰじからの単一書込みオペレーショ ンからのデータ（セクタサイズの）のブロックが、いくつかの物理的ディスクド ライブに書き込まれるけれども、ＣＰＵに関する限りでは、典型的には１セクタ インクリメントで、単一“論理ユニット”へデータを書込む。このような論理ユ ニットは１あるいはそれ以上のデータグループからなる。各データグループは、 単一の冗長グループにより分けられたデータブロック（例えば、セクタ）のうち 論理的に隣接するグループである。データグループは、好適には、ＲＡＩＤメモ リ内に様々な実行特性を有する異なる論理ユニットを設けるように構成し得る。

図４には、ＲＡＩＤメモリ３０４の典型的な構成か示される。ここにおいて、い くつかのディスクドライブユニット３０７が、分離論理ユニｙｈ４０１および４ ０２にグループ分けされている。各論理ユニットはそれぞれに、あるいはどちら か一方にそれ自身のチェックデータを含み、２つの論理ユニットはより大きい冗 長グループ、例えば、可動セット３０８のディスクユニット３０７に形成された グループに組み込まれる。

各物理的ディスクドライブユニットのメモリはメモリの物理的ブロックに分けら れ、物理的ブロフク数（ＰＢＮ）により装置内で内部的に識別される。論理ブロ ック数（ＬＢＮ）あるいは論理ブロックアドルス（ＬＢＡ）は、この数により識 別されたデータのブロックにアクセスするためにＣＰＵによりデータ記憶装置に 転送された数である。論理ディスクドライブユニットにおいて、物理的ブロック か悪いのもあれば、準備オペレーションが必要とされるのもある。従って、ユー ザーデータを受けることができない。独自のＬＢＮあるいはＬＢ、へは、ユーザ ーデータに対し有用である論理ユニットの各物理的ブロックに割当てろれる。

ここで、図３および４を参照する。ここでは、データか装置コントローラ３０２ を通り、ＲＡＩＤメモリ３０４に達するおよび／′もしくはＲＡＩＤメモリ３０ ４から来る場合の、不正確に割当てられたデータの検出か示され゛でいる。装置 コツトステージングメモリ３１３に保持されている。その後、ＲＡ、ＩＤ３０４ の多ツクの転送か再度行われる。さらに不一致がある場合には、修復不可能なエ ラーかＣＰＵに報告される。

一タブロックから読取られたＬＢＮおよびＬＵＮ、これらは不正確であるとされ ＰＵによるこのストライプを読取りあるいは書込みは拒絶される。

３．書込み不良の検出 他のエキストラフィールド（図５の５０５）は、ＲＡＩＤコントローラ３１０が 、ドライブの故障による書込み不良を検８できるように記憶されたデータの各ブ ロックに含まれる。このエキストラフィールドは書込みオペレーションを独自に 識別するデータを含む。このエキストラフィールドは、書込みオペレーションが コントローラ３１０により開始される時間を記録し、ここにおいては、タイムス タンプと呼ぶ。セクション６に述べられるように、タイムスタンプはまた、電源 故障によりＣＰＵの書込み要求の実行か中断される場合（例えば、ＲＡＩＤコン トローラ３１０に影響する電源故障の場合）に、データを再構築するために用い られる。

書込みオペレーションがディスクに開始される前に、時間値が図４のリアルタイ ムクロック４１４から読取られ、書込み要求に対応するドライブＳＣ３Ｉインタ フェース４１０内のレジスタ４１２に記憶される。そして書込みオペレーンヨ　 −ンか開始され、ドライブＳＣ３Ｉインタフェース４１０に書込まれたタイムス タンプが、書込み要求（チェックデータのブロックを含む）に対応する各データ ブロックに付加される。これにより、ＣＰＵデータ、対応するプレベンゾイドデ ータおよび、対応し、付加されたデータをＲＡＩＤメモリに記憶する。

ＣＰＵからの各読取り要求に応じて、その読取り要求を充足するために読取られ る各データグループの全データブロックに対し、データを記憶したタイムスタン プが、以下の手順で互いに比較される。多重ドライブＳＣ３Ｉインターフェース ４０９の各ドライブＳＣ３Ｉインターフェース４１０において、データブロック からのタイムスタンプが、このタイムスタンプを保持するようにされたレジスタ ４１２にロードさｔｂ読取り要求に対応する多重ドライブ５Ｃ３Ｉインタフエー ス４０９内のこのような全タイムスタンプレジスタが、多重ドライブＳＣ８Ｉイ ンターフェース４０９内の比較回路を用いて比較される。全タイムスタンプが等 しくなると考えれる。不一致が検出されると、読取り要求か再び行われる。もし 不一致か再び検出され、かつより古いタイムスタンプを含むディスクの数が、チ ェックディスクを用いて再構築さる得る限度内である場合、その場合にはデータ を、読取り要求に含まれるデータブロックの最新の（例えば、最も新しい）タイ ムスタンプを用いて、最新のものにするために、より古いデータを保持している 装置のセクタが再構築される。より古いタイムスタンプを有するディスク数が、 チェックディスクを用いて再構築され得る限度内でない場合、修復不可能なエラ ーがＣＰＵに報告され、データを再構築するためにバックアップテープを得ると いうような訂正動作が行われる。さらに、ストライプは信頼できないと宣言され なければならず、それへの次にくるデータアクセスは、ＣＰＵあるいは他の手段 がストライプを再び初期化するまで、拒絶されなければならない。

４、記憶されたデータブロック構成 図５は、本発明に従ってディスクドライブに記憶される際のデータのセクターサ イズのブロック用の好適な構成を示す図である。図５に述べられように、ディス クドライブに記憶された各データブロック５００は、好適にはＣＰＵデータ５０ ３に加えていくつかのエラーチェツキングフィールドを有する。第１のエラーチ ェツキングフィールド５０１および５０２は、ＣＰＵ書込み要求の間に装置コン トローラ３０２によりプリベンドさね、、ＣＰＵ書込み要求の間に装置コントロ ーラ３０２によりストライプされたチェツキングフィールドである。この実施例 において、これらエラーチェツキングフィールドは、データブロックに含まれる 対応するＣＰＵデータ５０３用の論理ユニット数５０１および論理ブロック数５ ０２を含む。これらフィールドを含むことによりディスク記憶システムが、前述 したように誤って導かれたデータブロックを検出できる。

第３のフィールドは、ＣＰＵバスあるいはチャネル３１９からあるいはＣＰＵバ スあるいはチャネル３１９から送られたＣＰＵデータブロック５０３である。

第４のフィールドは、ＲＡＩＤコントローラ３１０への転送において、装置コン トローラ３０２により加えら３ＲＡＩＤコントローラ３１０によりチェックされ たＣＲＣコード５０４である。ＣＲＣコード５０４は、ＲＡＩＤコントローラ３ １０から戻ると、装置コントローラ３０２により再びチェックさね、ストライプ される。このフィールド５０４を含むことにより、ディスク記憶システムが、装 置コントローラとＲＡＩＤコントローラ間のバスに発生するランダムなデータエ ラーを検出できる。

第５のフィールドは、書込みオペレーションにおいてＲＡＩＤコントローラ３１ ０により付加され、そして読取りオペレーションにおいてＲＡＩＤコントローラ ３１０によりチェックされ、ストライプされたタイムスタンプ５０５である。

このフィールドを含むことにより、ディスク記憶システムは、ディスクドライブ の故障および／もしくは電源故障による書込み不良を検出し、および／もしくは 訂正セクタを引き出すことかできる。

第６のフィールドは、書込みオペレーションにおいてＲＡＩＤコントローラによ り付加さＬそして読取りオペレーションにおいてＲＡＩＤコントローラによりチ ェックされ、ストライプされたＣＲＣコード５０６である。前述したように、こ のフィールドを含むことにより、ディスク記憶システムは、ディスクとＲＡＩＤ コントローラ間を転送している間に、追加装置コントローラＣＲＣ５０４および タイムスタンプ５０５フイールドをカバーするデータブロック内に発生するラン ダムなビットニラ−を検出できる。

第７のフィールドは、書込みオペレーションにおいてＲＡＩＤコントローラによ り付加され、そして読取りオペレーションにおいてＲＡＩＤコントローラにより チェックされヘスドライブされたエラー訂正コード（Ｅ　ＣＣ）演算結果を含む 。

このフィールドを含むことにより、ディスク記憶システムは、ディスクドライブ からディスクプラッタへのｔｌｌｌチャネルに発生するランダムなビットエラー および他のメディアニラ−を検出し、訂正できる。

追加フィールドが、他のデータ操作機能を実行する目的で設けることができる。

例えば、ディスクドライブにより、トラック識別数およびセクタ識別数が内部ド ライブオペレーションのための記憶されたデータに付加され得る。

５、トランザクションモードにおけるタイムスタンピングＲＡＩＤメモリはトラ ンザクション処理モードにおいて作動され得る。ここにおいて、ＣＰＵ書込みあ るいは読取り要求によりアクセスされたデータは、論理ユニットディスク上の単 一ブロックあるいは多数のデータのブロック（例えば、セクタ）からなる。読取 りオペレーションにおいては、ブロックが設定されている特定のドライブだけが アクセスされる。書込みオペレーションにおいては、チェックデータを含む１あ るいはそれ以上のディスクドライブか、ブロックが設定されているドライブに加 えて、アクセスされる。しかし、単一ドライブだけし力）の比較検査が、前述し たような方法では完了され得ず、データを有効（こすること６における対応する チェックデータブロックに対応する装ｆｆ１６０２のブロックロムスタンプ比較 により、データグループ６１５に書込みコマンドか起こった場合に、新規のデー タが装置６０１に書込まれたということが保障される。

データグループへの書込みコマンドは典型的には、装置６０５および６０６のヨ ンの間に、タイムスタンプか、装置６０５と６０６に転送されたチェックデー例 えば、データヘース、リアルタイム解析、数値解析およびイメージ処理にも用− プとして構成された装置６０１および６０２からどのように読取られるかが示述 したように再構築が行われるかあるいは、エラーレポートが生成される。

６、電源故障による書込みオペレーショ〉・の内断−ションの１つも完了されて いない、（２）書込みオペレーションのいくつかは完了された、（３）書込みオ ペレーションの全部か完了された。

以下の理由で、４番目の可能性は重要な意味を持たないほど微々たるものである 。この可能性は、ディスクの書込みオペレーションかディスクプラッタにデータ ブロックを書込んでいる途中で停止することである。電源か故障しても、数ミリ セカンドの間ディスクか書込みを続は得るには十分な電源か存在する。数ミリセ カンドという時間は、データか実際にディスクプラッタに転送されるまでオペレ ーションか行われるのに十分な時間以上である。これよりもっと可能性のあるも のは、電源故障の間に、いくらかのディスクがヘッドを探している、あるいは、 ・＼ラドの下にくるセクタを待っている状態にあることである。この場合、電源 故障か起こると、オペレーションを完了するための十分な時間は得られないこと にになる。

したかって、ディスク上に書込ろオペレーションが開始される前に、不揮発性メ モリ４１３内に実行されるべきＣＰＵ書込み要求および書込みオペレーションに 関する情報のジャーナルか記憶される。不揮発性メモリ４１３に記憶されたデー タは、電源故障により中断された書込み要求から修復する際に補助を受けるよう に意図されている。不揮発性メモリ４１３は、好適には、バッテリーバックアッ プされたＲＡＭあるいは、電気的に消去可能なプログラマブルＲＯＭである。

不揮発性メモリは、もし電源故障か発生しても、この情報がなくならないために とは、ＣＰＵ書込み要求に対応する書込みオペレーションにより変更された冗長 グループストライプの全データブロックが、このストライプ用のチェックデータ と一致することを意味する。

書込みオペレーションか開始される前に、以下の情報のいくつか、好適には、全 部か不揮発性メモリ４１３にロードされる。（１）書込みプロセスフラグーー電 源かなくなった際に書込みオペレーションか行われていることを示すインディケ ータ、（２）オペレーションシーケンス数−一一コマントの受入れオーダーを表 （６）タイムスタンプ、（７）転送に対応するチニ・ツクドライブの物理的アド レプロセッサ４１１により、古いデータが存在する部分にデータを生成する手順 が実行されへ書込み要求容の不揮発性メモリエントリが消去される。

プロセッサ４１１により、古いデータを有するブロックが再構築されることがで きなく、新規のタイムスタンプを有するデータブロックを再構築する（それによ り、データブロックを書込みオペレーションのちょうど前の状態にする）ことが 、訂正回路のエラー訂正能力内であるということが決定される場合、プロセッサ ４１１により、それを行う手続きが実行さね、書込み要求に対する不揮発性メモ リエントリを消去する。

上記のシナリオがどれも不可能である場合、プロセッサ４１１は、修復不可能エ ラーを、ＲＡＩＤメモリ３０４が接続されている装置コントローラ３０１−３０ ２へ送信する。次に、このように送信をうけた全装置コントローラ３０１−３０ ２により、この修復不可能エラーが装置コントローラが接続されている全ＣＰＵ へ報告される。加えて、信頼できない領域に対しデータを要求することは、問題 が訂正されるまで拒絶される。

すべての書込みオペレーションの開始時に、データが不揮発性メモリに記憶され るような実施例か説明されたが、ＲＡＩＤメモリには、電源故障を早急に警報す るシステムを有する電源が含まへこれにより、すべての書込みオペレーションの 開始時に不揮発性メモリ４１３のデータを記憶することか不必要になる。このよ うな早期警報システムは、従来の多くの電源にオプションとして設けられる。

これらの早期警報システムは実際の故障の荊に電源故障の始まりを検出てき、電 源故障が今にもおこりそうなプロセッサを知らせるための一時停止信号を生成す るのに用いられる。プロセッサ４１１に一時停止信号を生成するような従来の電 源故障早期警報システムを用いることにより、プロセッサ４１１には、十分な警 報が与えられ、電源か実際に故障する前に、このプロセッサ４１１が不揮発性メ モリ４１３の係属中の書込みオペレーションに関するデータを記憶することがで きる。このような場合には、すべての書込みオペレーションの開始時に不揮発性 メモリ４１３にデータを記憶する必要はない、というのは、これと同様のデータ か電源故障の際に、不揮発性メモリに記憶することができるからである。

ＲＡＩＤメモリ３０４によるＣＰＬ′書込み要求およびＣＰＵ読取り要求の実行 は以下に説明され、さらに本発明の種々のアスペクトがどのようにＲＡＩＤメモ リ３０４の作動に統合され得るかか説明されている。

７、ＣＰＵ書込み要求 Ｂ、ＣＰＬ；読取り要求 るディスクから到達するデータのブロックの期持論理二二・ソト数および論理プ ロエラー訂正回路のエラー訂正能力の限度内である場合に；よ、故障しているデ ータブロックが、チェックディスクおよび訂正回路４０８を含むディスクアレイ を用いて、再生成される。故障か再び起こり、それがエラー訂正アルゴリズムの 限度内でない（故障したデータブロックがあまりに多いため）場合、修復不可能 なユ。

ラーがＣＰＵに報告される。

このように本発明は、多重装置大容量記憶システムにおいて、電源故障が原因で 発生するエラーを検出し、訂正する方法を提供するものである。この技術分野を 熟知した人であれば、本発明が、上記の実施例以外の方法でも実践され得ること は理解されよう。本発明の実施例は、説明のためであり、本発明を限定するもの ではなく、本発明は、クレームにのみ限定されるものである。

ＦＩｏ、　６ Ｆｌｏ、７ 要約書 １あるいはそれ以上のより大きい論理大容量記憶装置として動作する１組の物理 的大容量記憶装置からなる大容量データ記憶装置において発生し得る種々のデー タエラー検ａし、訂正する方法および装置が提供されている。特に、電源がなく なった時点で、書込みオペレーションが中断されたかどうかを、装置セットに電 源が戻った際に決定し、電源がないために不一致となるいかなるデータをも再構 築するための方法および装置が提供されている。

補正嘗の写しく翻訳力提出書 （特許法第１８４条の８） １、特許出願の表示 ＰＣＴ／ＵＳ９１１０１２５４ ２、発明の名称 データ記憶波！における書込みオペレーション識別子の不揮発性メモリ記憶３６ 特許出願人 住　所　アメリカ合衆国、カリフォルニア　９２８０７、アナハイム、イー　ハ ンター　アベニュー　５０６５名　称　マイクロ　テクノロジー　インコーホレ イテッド（国　籍）　（アメリカ合衆国） ６、添付書類の目録 （］）補正書の写しく翻訳文　１通 請求の範囲 １、データを記憶するためのメモリの複数の物理的ブロックであって、前記物理 的ブロックは、１つあるいはそれ以上の論理ユニットとして、実行可能な１セツ トの物理的装置間に分散されるものと、中央処理ユニットからの書込み要求に応 じて、データをメモリの前記物理的ブロックに割り当てるための物理的装置のセ ットに接続された多重記憶装置コントローラ手段であって、前記多重記憶装置コ ントローラ手段は、前記物理的ブロックへのデータの割当を制御する手段を含む ものと、前記プロセッサ手段により書込み要求の実行を中断する多重記憶装置コ ントローラ手段において電源故障が発生すると、その電源故障の時点で、メモリ の物理的ブロックに書込まれたデータの複数のブロックのうち１つあるいはそれ 以上の不完全な記憶が存在するかどうかを決定する手段とからなる中央処理ユニ ットを有するコンピュータシステム用メモリ。

２、データの不完全な記憶が存在するかどうかを決定する前記手段は、多重記憶 装置コントローラ手段の前記プロセッサ手段に結合されたプログラマブル半導体 メモリ回路を含み、多重記憶装置コントローラ手段への電源がない場合にプログ ラムされた情報を保持する不揮発性記憶手段と、データの複数のブロックを含む 書込みオペレーションが起こっていることを表示する情報と書込みオペレーショ ンを唯一無比に謬１すする情報を有する不揮発性記憶手段をプログラミングする 第１の手段と、データのブロックを含む最新の書込みオペレーションを唯一無比 に腸メリする情報を、データからなる複数のブロックのそれぞれと共に記憶する 第２の手段とからなる請求の範囲１記載のメモリ。

３、データの不完全な記憶が存在するかどうかを決定する前記手段は、書込みオ ペレーションが完了すると、書込みオペレーションが起こったということを表示 する情報を、不揮発性記憶手段から消去する手段と、前記電源故障に応じて、書 込みオペレーションが行われていたということを表示する不揮発性記憶手段内の 情報が消去されたかどうかをチェックする手段と、 行われた書込みオペレーションに対し、メモリの物理的ブロックに記憶されるべ き情報のどの部分が記憶されなかったかを、もしあれば、決定する手段とからな る請求の範囲２記載のメモリ。

４、行われた書込みオペレーションに対し、メモリの物理的ブロックに記憶され るべき情報のどの部分が記憶されなかったかを、もしあれば、決定する前記手段 は、 メモリのブロックが、電源故障により書込みオペレーションが中断している間に 、記憶されなかったことを表示するディスパリティが存在するかどうかを決定す るために、書込みオペレーションに含まれるデータの各ブロックに対し、唯一無 比に書込みオペレーションを識別する前記第１の時間記憶手段により記憶された 情報を、デ・−夕のブロックに含まれる最新の書込みオペレーションを唯一無比 に識別する第２の時間記憶手段によりメモリのブロックと共に記憶された情報と でチェックする手段からなる請求の範囲３記載のメモリ。

５、前記第１の手段により記憶された情報は、データの複数のブロックを含む書 込みオペレーションが初期化された時間を表示するタイムスタンプを含み、前記 第２の手段により記憶された情報は、データのブロックを含む最新の書込みオペ レーションが初期化された時間を表示するタイムスタンプを含む請求の範囲２記 載のメモリ。

６、メモリが１あるいはそわ以上の論理ユニットとしての実施可能な１．セット の物理的記憶装置からなり、データの記憶方法は、（ａ）前記メモリをメモリの 複数の物理的ブ１コックに分けるステップであって、前記物理的ブロックは、実 施可能な１セツトの物理的記憶装置内に１あるいはそれ以上の論理ユニットとし 、て物理的記憶装置内に分散されるものと、（ｂ）物理的記憶装置のセットに接 続された多重記憶装置コントローラを使用して１、中央処理ユニットからの書込 み要求に応じメモリの前記物理的ブロックへデータを割り当てるステップと、 コントローラ手段において電源故障が発生すると、その電源故障の時点で、メモ リの物理的ブロックに書込まれたデータの複数のブロックのうち１つあるいはそ れ以上の不完全な記憶が存在しているかどうかを決定するステップからなる中央 処理ユニットを有するコンピュータシステム用メモリにおけるデータ記憶方法。

７、前記ステップ（ｃ）は、 （ｃｌ）多重記憶装置コントローラのプログラマブル半導体メモリ回路を含み、 多重記憶装置コントローラ手段への電源がない場合にプログラムされた情報を保 持する不揮発性記憶手段を提供するステ・ツブと、（Ｃ２）データの複数のブロ ックを含む書込みオペレーションが起こっていることを表示する情報と書込みオ ペレーションを唯一無比に創すする情報を有する不揮発性記憶手段をプログラミ ングするステップと、（Ｃ３）データのブロックを含む最新の書込みオベレ・− ジョンを唯一無比に識別する情報を、データの複数のブロックのそれぞれと共に 記憶するステップからなる請求の範囲６記載の方法。

８、前記ステップ（ｃ）は、さらに、 （Ｃ４）書込みオペレーションが完了すると、書込みオペレーションが起こった ということを表示する情報を、不揮発性記憶手段から消去するステップと、（Ｃ ５）前記電源故障に応じて、書込みオペレーションが行われていたということを 表示する情報が消去されたかどうかをチェックし、も（７消去されていなかっな 場合、その書込みオペレーションにおいてメモリの物理的プロ・ブクに記憶され 諷べき情報のどの部分が記憶されなかったかを決定するステップを初期化するス テップからなる請求の範囲７記載の方法。

９、前記ステップ（ｃ）は、さらに、 （Ｃ６）書込みオペレーションに含まれるデータの各ブロックに対し、唯一無比 に書込みオペレーションをｗｔ５１Ｊする不揮発性記憶手段に含まれる情報を、 メモリのブロックと共に記憶された、データのブロックを含む最新の書込みオペ レーションを唯一無比に識別する情報とでチェックし、もしディスパリティがあ る場合、電源故障により書込みオペレーションが中断されている間にメモリのブ ロックは記憶されなかったという結論を出すステップからなる請求の範囲８記載 の方法。

１０、データの複数のブロックのいずれかがメモリの物理的ブロックに書込まれ る前に、不揮発性記憶手段に情報を記憶するステップが行われる請求の範囲７記 載の方法。

１１、電源故障が発生したことを表示する信号に応じて、不揮発性記憶に時間情 報を記憶するステップが行われる請求の範囲７記載の方法。

□ムー、ｋＰＣＴ／ＵＳ　９１１０１２５４

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．データを記憶するためのメモリの複数の物理的ブロックであって、前記物理 的ブロックは、１つあるいはそれ以上の論理ユニットとして、実行可能な１組の 物理的装置間に分散されるものと、 電源故障の時点で、メモリの物理的ブロックに書込まれたデータの複数のブロッ クのうち１つあるいはそれ以上の不完全な記憶が存在するかどうかを、電源故障 に応じて決定する手段とからなるメモリ。 ２．データの不完全な記憶が存在するかどうかを決定する前記手段は、データの 複数のブロックを含む書込みオペレーションが起こっていることを表示する情報 と書込みオペレーションを唯一無比に識別する情報を不揮発性記憶に記憶する第 １の手段と、 データのブロックを含む最新の書込みオペレーションを唯一無比に識別する情報 を、データからなる複数のブロックのそれぞれと共に記憶する第２の手段とから なる請求の範囲１記載のメモリ。 ３．データの不完全な記憶が存在するかどうかを決定する前記手段は、さらに書 込みオペレーションが完了すると、書込みオペレーションが起こったということ を表示する情報を、不揮発性記憶から消去する手段と、前記電源故障に応じて、 書込みオペレーションが行われていたということを表示する不揮発性記憶内の情 報が消去されたかどうかをチェックする手段であって、もし消去されていなかっ た場合、記憶されなかった書込みオペレーションに対するメモリの物理的ブロッ クに情報のどの部分が記憶されるべきかを決定するステップを初期化する手段か らなる請求の範囲２記載のメモリ。 ４．データの不完全な記憶が存在するかどうかを決定する前記手段は、さらに書 込みオペレーションに含まれるデータの各ブロックに対し、唯一無比に書込みオ ペレーションを識別する前記第１の時間記憶手段により記憶された情報を、デー タのブロックに含まれる最新の書込みオペレーションを唯一無比に識別する第２ の時間記憶手段によりメモリのブロックと共に記憶された情報を用いてチェック し、もし不一致が存在する場合には、電源故障により書込みオペレーションが中 断している間に、メモリ内のブロックは記憶されなかったという結論を出す手段 からなる請求の範囲３記載のメモリ。 ５．前記第１の手段により記憶された情報は、データの複数のブロックを含む書 込みオペレーションが初期化された時間を表示するタイムスタンプを含み、前記 第２の手段により記憶された情報は、データのブロックを含む最新の書込みオペ レーションが初期化された時間を含む請求の範囲２に記載のメモリ。 ６．（ａ）メモリの複数の物理的ブロック内にデータを読取りおよび書込むステ ップであって、前記物理的ブロックが、実施可能な１組の物理的記憶装置内に１ あるいはそれ以上の論理ユニットとして分散されるものと、（ｂ）電源故障時に メモリの物理的ブロックに書込まれたデータの複数のブロックのうち１つあるい はそれ以上の不完全な記憶が存在するかどうかを、電源故障が発生すると、決定 するステップからなるメモリのデータを記憶する方法。 ７．前記ステップ（ｂ）は、 （ｂ１）不揮発性記憶に、データの複数のブロックを含む書込みオペレーション が行われていることを表示する情報と、書込みオペレーションを唯一無比に識別 する情報を記憶ものと、 （ｂ２）データのブロックを含む最新の書込みオペレーションを唯一無比に識別 する情報を、データの複数のブロックと共に記憶するステップからなる請求の範 囲６記載の方法。 ８．前記ステップ（ｂ）は、さらに、 （ｂ３）書込みオペレーションが完了すると、書込みオペレーションが行われた ということを表示する不揮発性記憶内の情報を消去するものと、（ｂ４）前記電 源故障が発生すると、書込みオペレーションが行われたということを表示する情 報が消去されたかどうかをチェックし、もし消去されていない場合は、その書込 みオペレーションに対するメモリの物理的ブロックに記憶されるべき情報のどの 部分が記憶されなかったかを決定するステップを初期化するステップからなる請 求の範囲７記載の方法。 ９．前記ステップ（ｂ）は、さらに、 （ｂ５）書込みオペレーションに含まれるデータの各ブロックに対し、不揮発性 記憶に記憶され、唯一無比に書込みオペレーションを識別する情報を、メモリの ブロックに記憶され、データのブロックに含まれる最新の書込みオペレーション を唯一無比に識別する情報を用いてチェックし、もし不一致が存在する場合には 、電源故障により書込みオペレーションが中断している間に、メモリ内のブロッ クは記憶されなかったという結論を出すステップからなる請求の範囲８記載の方 法。 ８．データの複数のブロックのいずれかがメモリの物理的ブロックに書込まれる 前に、不揮発性記憶に情報を記憶するステップが行われる請求の範囲７記載の方 法。 ９．電源故障が発生したことを表示する信号に応じて、不揮発性記憶に時間情報 を記憶するステップが行われる請求の範囲７記載の方法。