JPH06119120A - ディスクアレイ制御方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】ディスクアレイの更新時に冗長情報を生成する
ために必要なディスクアクセスを効率良く行う。 【構成】冗長情報の生成をディスクアレイ３４のディス
ク装置をアクセスすることなく可能とするため、キャッ
シュメモリ３４を設ける。キャッシャメモリ３４の記憶
は、データのみを記憶、冗長情報のみを記憶、データと
冗長情報の両方を記憶の３ケースに分けられる。キャッ
シュ制御手段２４は、アクセス処理手段３４でディスク
アレイ４６を更新する前にキャッシュメモリ２６から更
新前のデータ及び又は冗長情報を検索してアクセス処理
手段３４に供給して冗長情報を生成させる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、複数のディスク装置を
並列的にアクセスしてデータ入出力処理を行うディスク
アレイ装置に関し、ディスク装置に格納したデータを更
新する時の冗長情報の生成を効率良く行うようしたディ
スクアレイ装置に関する。計算機システムの外部記憶装
置として、記録の不揮発性、大容量性、データ転送の高
速性等の特長を持つ磁気ディスク装置、光ディスク装置
等のディスク装置が広く用いられている。ディスク装置
に対する要求は、高速データ転送、高信頼性、大容量
性、低価格である。これらの要求を満たすものとして、
ディスクアレイ装置が注目されてきている。ディスクア
レイ装置とは、小型ディスク装置を複数台並べ、これら
に分散してデータを記録して、並列的にアクセスする。

【０００２】ディスクアレイ装置で並列的に複数のディ
スク装置にデータ転送を行えば、一台のディスク装置の
場合と比べて、ディスクの台数倍の高速データ転送が可
能になる。また、データに加えて、パリティデータなど
の冗長な情報を付け加えて記録しておくことで、ディス
ク装置の故障等を原因とするデータエラーの検出と訂正
が可能となり、ディスク装置の内容を二重化して記録す
る方法と同程度の高信頼性を、二重化より低価格で実現
することができる。

【０００３】

【従来の技術】従来、カルフォルニア大学バークレイ校
のデビット・Ａ・パターソン（Ｄａｖｉｄ Ａ． Ｐａ
ｔｔｅｒｓｏｎ）らは、高速に大量のデータを多くのデ
ィスクにアクセスし、ディスク故障時におけるデータの
冗長性を実現するディスクアレイ装置について、レベル
１からレベル５までに分類付けを行って評価した論文を
発表している（ACM SIGMOD Conferance, Chicago, Illi
nois, June 1-3, 1988P109-P116)。

【０００４】このデビット・Ａ・パターソンらが提案し
たディスクアレイ装置を分類するレベル１〜５は、ＲＡ
ＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎ
ｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）１〜５と略称され
る。ＲＡＩＤ１〜５を簡単に説明すると次のようにな
る。 ［ＲＡＩＤ０］図３４はデータの冗長性をもたないディ
スクアレイ装置を示したもので、デビット・Ａ・パター
ソンらの分類には含まれていないが、これを仮にＲＡＩ
Ｄ０と呼ぶ。

【０００５】ＲＡＩＤ０のディスクアレイ装置は、デー
タＡ〜Ｉに示すように、ディスクアレイ制御装置１０は
ホストコンピュータ１８からの入出力要求に基づきデー
タをディスク装置３２−１〜３２−３のそれぞれに分散
させているだけであり、ディスク故障時におけるデータ
の冗長性はない。 ［ＲＡＩＤ１］ＲＡＩＤ１のディスクアレイ装置は図３
５に示すように、ディクス装置３２−１に格納したデー
タＡ〜ＣのコピーＡ´〜Ｃ´を格納したミラーディスク
装置３２−２を備える。ＲＡＩＤ１はディスク装置の利
用効率が低いが冗長性をもっており、簡単な制御で実現
できるため、広く普及している。 ［ＲＡＩＤ２］ＲＡＩＤ２のディスクアレイ装置はデー
タをビットやバイト単位でストライピング（分割）し、
それぞれのディスク装置に並列に読み書きを行う。スト
ライピングしたデータは全てのディスク装置で物理的に
同じセクタに記録する。エラー訂正コードとしてはデー
タから生成したハミングコードを使用する。データ用デ
ィスク装置の他にハミングコードを記録するためのディ
スク装置を持ち、ハミングコードから故障したディスク
装置を特定して、データを復元する。

【０００６】このようにハミングコードによる冗長性を
備えることでディスク装置が故障しても正しいデータを
確保できるが、ディスク装置の利用効率が悪いために実
用化されていない。 ［ＲＡＩＤ３］ＲＡＩＤ３のディスクアレイ装置は、図
３６に示す構成をもつ。即ち、図３７に示すように例え
ばデータａ，ｂ，ｃをビットまたはセクタ単位にデータ
ａ１〜ａ３，ｂ１〜ｂ３，ｃ１〜ｃ３に分割し、更にデ
ータａ１〜ａ３からパリティＰ１を計算し、データｂ１
〜ｂ３からパリティＰ２を計算し、データｃ１〜ｃ３か
らパリティＰ３を計算し、図３６のディスク装置３２−
１〜３２−４を同時並列的にアクセスして書き込む。

【０００７】ＲＡＩＤ３では、データの冗長性はパリテ
ィにより保持される。また分割したデータの並列処理に
よりデータの書込み時間は短縮できる。しかし、１回の
書込み又は読出しのアクセスで、全てのディスク装置３
２−１〜３２−４の並列的なシーク動作を必要とする。
このため大量のデータを連続して扱う場合には有効であ
るが、少量のデータをランダムにアクセスするトランザ
クション処理のような場合には、データ転送の高速性が
生かせず、効率が低下する。 ［ＲＡＩＤ４］ＲＡＩＤ４のディスクアレイ装置は、図
３８に示すように、１つのデータをセクタ単位に分割し
て同じディスク装置に書込む。例えばディスク装置３２
−１をみると、データａをセクタデータａ１〜ａ４に分
割して書き込んでいる。パリティは固定的に決めたディ
スク装置３２−４に格納している。ここでデータａ１，
ｂ１，ｃ１からパリティＰ１が計算され、データａ２，
ｂ２，ｃ２からパリティＰ２が計算され、データａ３，
ｂ３，ｃ３からパリティＰ３が計算され、データａ４，
ｂ４，ｃ４からパリティＰ４が計算されている。

【０００８】データ読出しは、ディスク装置３２−１〜
３２−３に対して並列して読み出しできる。データａ〜
ｂの読出しは、データａを例にとると、ディスク装置３
２−１のセクタ０〜３をアクセスしてセクタデータａ１
〜ａ４を順次読出して合成する。データ書込みは、書き
込み前のデータとパリティを読み出してから新パリティ
を計算して書き込むため、１度の書き込みにについて、
合計４回のアクセスが必要になる。例えば、ディスク装
置３２−１のセクタデータａ１を更新（書き替え）する
場合には、更新場所の旧データ（ａ１）_old 及び対応す
るディスク装置３２−４の旧パリテイ（Ｐ１）_old を読
出し、新データ（ａ１）_new と整合性のとれた新パリテ
ィ（Ｐ１）_new を求めて書込む動作を、更新のためのデ
ータ書込み以外にも必要とする。

【０００９】また書込みの際に必ずパリティ用のディス
ク装置３２−４へのアクセスが起きるため、複数のディ
スク装置の書き込みを同時に実行できない。例えばディ
スク装置３２−１のデータａ１の書込みとディスク装置
３２−２のデータｂ２の同時書き込みを行なおうとして
も、同じディスク装置３２−４からパリティＰ１，Ｐ２
を読出して計算後に書込む必要があるため、同時に書込
みはできない。

【００１０】このようにＲＡＩＤ４の定義は行われてい
るが、メリットが少ないため現在のところ実用化の動き
は少ない。 ［ＲＡＩＤ５］ＲＡＩＤ５のディスクアレイ装置は、パ
リティ用のディスク装置を固定しないことで、並列の読
み書きを可能にしている。即ち、図３９に示すように、
セクタごとにパリティの置かれるディスク装置が異なっ
ている。ここでデータａ１，ｂ１，ｃ１からパリティＰ
１が計算され、データａ２，ｂ２，ｄ２からパリティＰ
２が計算され、データａ３，ｃ３，ｄ３からパリティＰ
３が計算され、データｂ４，ｃ４，ｄ４からパリティＰ
４が計算されている。

【００１１】並列の読み書きは、例えばディスク装置３
２−１のセクタ０のデータａ１とディスク装置３２−２
のセクタ１のデータｂ２は、パリティＰ１，Ｐ２が異な
るディスク装置３２−４，３２−３に置かれているため
重複せず、同時に読み書きができる。尚、書込み時に合
計４回のアクセスを必要とするオーバーヘッドはＲＡＩ
Ｄ４と同じである。

【００１２】このようにＲＡＩＤ５は、非同期に複数の
ディスク装置にアクセスしてリード／ライトを実行でき
るため、少量データをランダムにアクセスするトランザ
クション処理に向いている。ここでＲＡＩＤ３〜ＲＡＩ
Ｄ５に示したようなディスクアレイ装置において、冗長
な情報の生成に関連するディスク装置の組合わせをラン
クと呼ぶことにする。例えば、データ記録用のｋ台のデ
ィスク装置と、データに関連した冗長な情報を記録する
ｍ台のディスク装置がある場合、（ｋ＋ｍ）台のディス
ク装置をまとめてランクとする。

【００１３】

【発明が解決しようとする課題】このような従来のＲＡ
ＩＤ４およびＲＡＩＤ５に相当するディスクアレイ装置
にあっては、ランク内のディスク装置に格納しているデ
ータの一部あるいは全部を書き替えて更新する場合、更
新するデータに関連する冗長な情報も更新する必要があ
る。この時、新しい冗長情報を得るために、更新前のデ
ータと冗長情報が必要になる。

【００１４】いま冗長情報としてパリティデータを使用
したとすると、ディスクアレイ装置のランク内の１台の
ディスク装置のデータを更新する時には次の（１）式か
ら新パリティを計算することができる。 旧データ（＋）旧パリティ（＋）新データ＝新パリティ （１） 但し、（＋）は排他的論理和を示す。 この（１）式から分かるように、データ更新時には、更
新データの書き込みの前に、更新前データと冗長情報を
それぞれのディスク装置から読み出しておかなければな
らない。このため、更新前のデータおよび冗長情報をデ
ィスク装置から読出す分だけ通常のディスク装置よりデ
ータ更新の処理に時間が多くかかるという問題があっ
た。本発明の目的は、更新時に冗長情報を生成するため
に必要なディスクアクセスを効率良く行うようにしたデ
ィスクアレイ装置を提供する。

【００１５】本発明の他の目的は、冗長情報の生成に使
用する更新前のデータをキャッシュメモリに格納してデ
ィスク装置から読出し不要としたディスクアレイ装置を
提供する。本発明の他の目的は、冗長情報の生成に使用
する更新前の冗長情報をキャッシュメモリに格納してデ
ィスク装置から読出し不要としたディスクアレイ装置を
提供する。

【００１６】本発明の他の目的は、冗長情報の生成に使
用する更新前のデータおよび冗長情報をキャッシュメモ
リに格納してディスク装置から読出し不要としたディス
クアレイ装置を提供する。本発明の他の目的は、更新を
複数回行うまではディスク装置にデータ及び又は冗長情
報を書き戻さないようにして更新処理を効率良く行うよ
うにしたディスクアレイ装置を提供する。

【００１７】本発明の他の目的は、ディスク装置及びキ
ャッシュメモリの空き領域にダミーデータを格納して更
新時の冗長情報の生成が効率良くできるようにしたディ
スクアレイ装置を提供する。

【００１８】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。まず本発明で用いるディスクアレイ４６は、
データを格納する複数のディスク装置３２−１〜３２−
４と冗長情報として例えぱパリティデータを格納するデ
ィスク装置３２−５を備える。

【００１９】ここでデータ格納用のディスク装置３２−
１とパリティ格納用のディスク装置３２−５の組をラン
クと定義し、また各ディスク装置３２−１〜３２−５に
所定データ長、例えばセクタ単位にデータを分割して書
込むものとする。パリティ格納用のディスク装置は、固
定的に決めてもよいし（ＲＡＩＤ−４）、セクタ位置毎
に異ならせるようにしてもよい（ＲＡＩＤ−５）。

【００２０】データ処理手段３４は、上位装置１８から
の更新要求を受けると、新たなデータ、更新前のデータ
および更新前の冗長情報に基づいて新たな冗長情報を生
成すると共に、ディスクアレイ４６に格納している更新
前のデータおよび冗長情報を新たなデータおよび冗長情
報に更新する。冗長情報としてパリティデータを用いた
場合、新たなデータ、更新前のデータおよび更新前のパ
リティデータの排他的論理和により新たなパリティデー
タを生成する。即ち、次式で求める。 新パリティ＝新データ（＋）旧データ（＋）旧パリティ さらに本発明は、冗長情報をディスクアレイ４６のディ
スク装置をアクセスすることなく生成するため、キャッ
シュメモリ２６を設ける。キャッシャメモリ２６の記憶
データは次の３つのケースに分かれる。

【００２１】（１）データのみを記憶 （２）冗長情報のみを記憶 （３）データと冗長情報の両方を記憶 キャッシュ制御手段２４は、アクセス処理手段３４でデ
ィスクアレイ４６を更新する前にキャッシュメモリ２６
から更新前のデータ及び又は冗長情報を検索してアクセ
ス処理手段３４に供給して冗長情報を生成させる。

【００２２】またキャッシュ制御手段２４は、キャッシ
ュメモリ２６の検索でデータ及び又は冗長情報が記憶さ
れていなかったミスの場合には、アクセス処理手段３４
に記憶なしを通知してディスクアレイ４６からの読出し
に基づく更新後にデータ及び又は冗長情報をキャッシュ
メモリ２６に記憶する。さらに本発明は、予め定めた所
定回数だけデータをキャッシュメモリ２６上の新たに確
保した領域で更新した後にディスクアレイ４６に書き戻
す。

【００２３】具体的には、アクセス処理手段３４は、更
新回数が所定回数に達するまでは、更新毎に新たな冗長
情報を生成することなくキャッシュメモリ２６上でデー
タを更新し、更新回数が所定回数に達した時には、キャ
ッシュメモリ２６上でデータを更新した後にディスクア
レイ４６から読出した更新前の冗長情報（旧パリティ）
およびキュッシュメモリ２６から読出した最新の更新デ
ータと更新前のデータ（旧データ）から新たな冗長情報
を生成し、ディスクアレイ４６にデータおよび冗長情報
を書き戻す。

【００２４】この場合の冗長情報の生成は、パリティデ
ータの生成を例にとると次式のようになる。 新パリティ＝旧データ（＋）旧パリティ（＋）最新の更
新データ 更に、ディクスアレイ内３４の各ディスク装置及びキャ
ッシュメモリ２６の空き領域にダミーデータＤ_dummy お
よびダミー冗長情報Ｐ_dummy を格納し、アクセス処理手
段３４はデータの更新及び削除時に空き領域のダミーデ
ータ及びダミー冗長情報を含めて新たな冗長情報を生成
し、且つダミーデータ及びダミー冗長情報についてはデ
ィスクアレイ４６から読出さずに予め設定した値を使用
する。

【００２５】

【作用】このような構成を備えた本発明のディスクアレ
イ装置によれば、データの更新処理時に、更新処理以前
にアクセスされたデータの一部または全部を記憶してお
くキャッシュメモリを設け、更新処理の際に更新前のデ
ータがキャッシュメモリに記憶されていたならば、キャ
ッシュメモリから読出して使用することで、ディスク装
置から読み出す処理が省くことができ、処理時間を短縮
することが可能となる。

【００２６】またデータと同時に対応する冗長情報もキ
ャッシュメモリに記憶するれば、更新前の冗長情報もデ
ィスク装置から直接読み出す処理を省略することが可能
となって、一層の処理時間の短縮が可能となる。更に、
更新処理時に、更新されたデータをすぐディスク装置に
書き込まないでキャッシュメモリ上に記憶しておき、そ
のデータが所定回数だけ更新された後にデータ装置に書
き戻す処理を行うことで、更新前データと最新の更新デ
ータをキャッシュメモリから読出して新たな冗長情報を
生成することができ、更新処理毎に更新データと冗長情
報のディスク装置に書き込み処理を不要にできる。

【００２７】更にまたディスク装置およびキャッシュメ
モリの空き領域にダミーデータを入れ、ダミーデータを
含めて同一セグメントのいずれかの更新時に冗長情報の
生成を行い、冗長情報を生成するための同一セグメント
の空き領域の管理を不要とする。またダミーデータは決
った固定値であることからディスク装置からの読出しを
必要とせず、ダミーデータを含めても冗長情報の生成は
簡単にできる。

【００２８】

【実施例】

＜目次＞ １．本発明のハードウェア構成 ２．データのみをキャッシュメモリに記憶する第１実施
例 ３．複数回更新後のディクス装置への書き戻し処理 ４．冗長情報のみをキャッシュメモリに記憶する第２実
施例 ５．データ及び冗長情報の両方をキャッシュメモリに記
憶する第３実施例 ６．ダミーデータを空き領域に記憶する第４実施例 １．本発明のハードウェア構成 図２は本発明によるディスクアレイ装置のハードウェア
構成を示した実施例構成図である。

【００２９】図２において、ディスクアレイ制御装置１
０には制御手段として動作するＭＰＵ１２が設けられ、
ＭＰＵ１２からの内部バス１４に対し、処理プログラム
を格納したＲＯＭ２０、制御記憶等として用いられるＲ
ＡＭ２２、キャッシュ制御部２４を介して接続したキャ
ッシュメモリ２６、データ転送バッファ２８が設けられ
る。また、上位装置としてのホストコンピュータ１８と
のやり取りを行うため、ホストインタフェース１６が設
けられている。

【００３０】ディスクアレイ制御装置１０の配下には、
この実施例にあってはランク４８−１，４８−２の２ラ
ンク構成のディスクアレイ４６が設けられている。ディ
スクアレイ４６の中のランク４８−１には５台のディス
ク装置３２−１〜３２−５が設けられ、ランク４８−２
にも同じく５台のディスク装置３２−６〜３２−１０が
設けられる。

【００３１】更に、ランク４８−１，４８−２のそれぞ
れに対し予備機として待機状態にあるディスク装置３２
−１１，３２−１２が設けられる。ランク４８−１，４
８−２を構成する５台のディスク装置の内、４台がデー
タ記録用に使用され、残り１台がパリティ記録用に使用
される。但し、パリティ記録用のディスク装置が固定さ
れるのは、図３８に示したＲＡＩＤ４のディスクアレイ
の場合であり、図３９に示したＲＡＩＤ５のディスクア
レイにあっては、ディスク内への記録単位であるセクタ
位置が異なる毎に、ランク内でのパリティの記録位置が
変更されるようになる。

【００３２】ランク４８−１，４８−２を構成するディ
スク装置３２−１〜３２−１０及び予備のディスク装置
３２−１１，３２−１２は、ディスクアレイ制御装置１
０に設けたデバイスアダプタ３０−１〜３０−６を介し
てＭＰＵ１２の内部バス１４に接続される。デバイスア
ダプタ３０−１，３０−６はランク４８−１，４８−２
の同一位置のディスク装置、例えばデバイスアダプタ３
０−１にあってはディスク装置３２−１，３２−６のア
クセスをＭＰＵ１２の制御のもとに実行する。

【００３３】図３は図２のキャッシュ制御部２４の構成
を示す。キャッシュ制御部２４は、全体を制御するＭＰ
Ｕ６０、ＭＰＵ６０の制御で使用する制御記憶６２、バ
ス１４との間でデータやＭＰＵ６との指示のやり取りを
制御するバス制御回路６４、キャッシュメモリ２６との
間でデータの受渡しを行うメモリ制御回路６８、バス制
御回路６４とメモリ制御回路６８の間のデータ受渡しを
行うバッファ回路６６を備える。

【００３４】ディスクアレイ制御装置１０のＭＰＵ１２
から送られた指示は、バス１４を経由してバス制御回路
６４を通り、キャッシュ制御部２４のＭＰＵ６０に渡さ
れる。ＭＰＵ６０は、アクセス対象のメモリアドレスを
メモリ制御回路６８に指示する。更にＭＰＵ６０は、メ
モリ制御回路６８、バッファ回路６６、バス制御回路６
４へデータ転送に間する指示を行う。キャッシュメモリ
２６からの読出しの場合は、指示されたメモリアドレス
の内容が、メモリ制御回路６８、バッファ回路６６およ
びバス制御回路６４を通してバス１４に渡される。キャ
ッシュメモリ２６への書込みの場合、バス１４からバス
制御回路６４に渡されたデータは、バッファ回路６６経
由でメモリ制御回路６８へ渡り、キャッシュメモリ２６
の指定アドレスに書込まれる。 ２．データのみをキャッシュメモリに記憶する第１実施
例 図４は本発明の第１実施例を示した機能ブロック図であ
り、この第１実施例にあっては、ディスクアレイ制御装
置１０に設けたキャッシュメモリ２６にディスクアレイ
４６の更新に使用したデータのみを記憶するようにした
ことを特徴とする。

【００３５】図４において、ディスクアレイ制御装置１
０に設けられたアクセス処理部３４はＭＰＵ１２のプロ
グラム制御により実現され、ホストコンピュータ１８か
らの入出力要求としてのコマンドに基づいてディスクア
レイ４６に対するアクセス処理を実行する。図４にあっ
ては、ディスクアレイ４６としてディスク装置３２−１
〜３２−５の５台を取り出して示した１ランク構成とし
て示している。１つのランクを構成するディスク装置３
２−１〜３２−５は、破線で示すように所定のデータ記
録単位、例えばセクタ単位に分けられている。また、デ
ィスク装置３２−１〜３２−５のそれぞれには物理ＩＤ
が予め設定されており、ホストコンピュータ１８からの
論理ＩＤをアクセス処理部３４に設けたデバイスＩＤ管
理テーブルで物理ＩＤに変換して、アクセス対象となる
ディスク装置を指定することができる。

【００３６】即ち、ホストコンピュータ１８間のコマン
ドをアクセス処理部３４で解読すると、ディスクＩＤと
データアドレスが得られ、ディスクＩＤにより特定のデ
ィスク装置を指定してデータアドレスに対しホストコン
ピュータ１８からの要求に基づいたリード処理またはラ
イト処理を実行することになる。ディスクアレイ４６の
ディスク装置３２−１〜３２−５の各セクタ位置に対す
る格納データとして、この実施例にあってはＲＡＩＤ４
において、パリティディスクをディスク装置３２−５に
固定した場合を例にとっている。

【００３７】例えばディスク装置３２−１〜３２−４の
各第１セクタ位置での格納データＤ０１〜Ｄ０４の排他
的論理和として求めたパリティデータＰ０１をディスク
装置３２−５の同一セクタ位置に格納している。キャッ
シュ制御部２４には図３に示したＭＰＵ６０でのプログ
ラム制御で実現されるヒット判定部３６とキャッシュア
クセス部３８が設けられる。

【００３８】ヒット判定部３６はアクセス処理部３４で
ホストコンピュータ１８からのコマンドを解読して得ら
れたディスクＩＤとデータアドレスの通知を受け、キャ
ッシュメモリ２６の検索を行う。第１実施例において、
キャッシュメモリ２６にはディスクアレイ４６の中のデ
ータ記録用のディスク装置３２−１〜３２−４に対し行
った更新データのみが記憶されている。

【００３９】ヒット判定部３６はアクセス処理部３４か
らのデバイスＩＤとデータアドレスに基づいてキャッシ
ュテーブルを参照し、キャッシュテーブルで該当するデ
ータのキャッシュ登録を、即ちヒットを判定すると、キ
ャッシュメモリ２６から対応する更新前の旧データを読
み出してアクセス処理部３４に供給する。アクセス処理
部３４はディスクアレイ４６の指定されたディスク装置
のデータ更新を実行する前に、キャッシュメモリ２６か
ら読み出した更新前の旧データ、ディスク装置に格納し
ている旧パリティおよび更新する新データとに基づき、
新パリティを生成し、新パリティの生成後にディスク装
置に新データを書き込んで更新すると共に、パリティ用
のディスク装置３２−５の更新セクタと同一位置のセク
タに新パリティを書き込んで、パリティの更新を行う。

【００４０】ヒット判定部３６でキャッシュ管理テーブ
ルを検索しても対象データの登録が得られなかったミス
判定時には、キャッシュメモリ２６から読み出さず、通
常通りディスクアレイ４６の更新対象となったディスク
装置の対応セクタに格納している更新前の旧データとパ
リティ用のディスク装置３２−５の同一セグメントの更
新前の旧パリティを読み出し、更に新データとから新パ
リティを生成した後、ディスク装置に対するデータとパ
リティを更新する。

【００４１】図５は図４のキャッシュメモリ２６の記憶
内容の一例を示したもので、記憶アドレスはディスクＩ
Ｄ番号とデータアドレスに対応するセクタ番号で特定す
ることができ、ディスクアレイ４６のディスク装置３２
−１〜３２−４と対応関係をもってデータＤ０１，Ｄ０
２，Ｄ０３，・・・を記憶している。図６はセクタ位置
が変わる毎にパリティデータを記憶するディスク装置が
異なるＲＡＩＤ５相当のディスクアレイ４６に対応した
キャッシュメモリ２６の記憶内容を示したもので、同じ
くディスクＩＤ番号とデータアドレスに対応したセクタ
番号で記憶領域を特定することができる。ここで斜線に
より消去したディスクＩＤ番号とセクタ番号で指定され
る領域は、パリティデータに対応していることから、第
１実施例のデータのみをキャッシュメモリ２６に記憶す
る場合には除外されている。

【００４２】図７は図４のディスクアレイ制御装置１０
における全体的な処理動作を示したフローチャートであ
る。図７において、まずステップＳ１でアクセス処理部
３４がホストコンピュータ１８からのコマンドの受領の
有無をチェックしており、コマンドを受領するとステッ
プＳ２に進んでコマンド解読処理を行う。解読したコマ
ンド内容について、ステップＳ３でリードかライトかを
判別し、リードであればステップＳ４のリード処理に進
み、ライトであればステップＳ５のライト処理に進む。

【００４３】ここで、ホストコンピュータ１８によるデ
ィスクアレイ４６に対する入出力要求としては、 新規データの書込み、 既存データを書き替える更新、 既存データの削除、 があり、各入出力要求の内容に応じたステップＳ４のリ
ード処理及びまたはステップＳ５のライト処理が実行さ
れることになる。

【００４４】図８は図７のステップＳ４に示したリード
処理の詳細を示したフローチャートである。図８におい
て、まずステップＳ１でアクセス処理部３４がホストコ
マンドの解読結果として得られたディスクＩＤとデータ
アドレスで決まるセクタ番号をキャッシュ制御部２４の
ヒット判定部３６に通知する。ヒット判定部３６はステ
ップＳ２でキャッシュ管理テーブルをディスクＩＤとセ
クタ番号に基づいて検索し、キャッシュメモリ２６に対
するリード対象データの登録の有無を判定する。

【００４５】ステップＳ２におけるヒット判定の処理結
果、ステップＳ３で対応データの登録がなく、ミスであ
った場合には、ステップＳ４に進み、ディスクＩＤとデ
ータアドレスで指定されるディスク装置のセクタからデ
ータを読み出して、図２に示したデータ転送バッファ２
８に転送し、続いてステップＳ５でホストコンピュータ
１８に転送し、更にキャッシュメモリ２６にリードデー
タを記憶する。

【００４６】ステップＳ６でキャッシュメモリ２６にデ
ータを格納する場合、キャッシュメモリ２６に新しいデ
ータを格納する領域が足りなければ、不要と思われるデ
ータをキャッシュメモリ２６から追い出し、新たに領域
を確保して新しいデータを記憶する。このキャッシュメ
モリ２６の管理としては、最新に使用したデータをキャ
ッシュ管理テーブルで決まるリストの最後に取り付け、
使用していない最も古いデータを追い出すＬＲＵ方式を
用いればよい。

【００４７】一方、ステップＳ３でキャッシュ管理テー
ブルに対応するデータ登録が存在してヒット判定が得ら
れると、ステップＳ３からＳ７に進み、対応するデータ
をキャッシュメモリ２６から読み出してデータ転送バッ
ファ２８に転送し、ステップＳ８でホストコンピュータ
に転送する。この図８のリード処理にあっては、ディス
クアレイからデータを読み出すだけであることから、パ
リティデータの更新は必要としない。

【００４８】図９は図７のステップＳ５に示したライト
処理の詳細を示したフローチャートである。図９におい
て、まずアクセス処理部３４はステップＳ１でホストコ
マンドの解読結果として得られたディスクＩＤとデータ
アドレスに対応したセクタ番号をキャッシュ制御部２４
のヒット判定部３６に通知し、ステップＳ２でヒット判
定処理が行われる。このヒット判定の結果、ステップＳ
３でミスが判別されると、キャッシュメモリ２６に更新
前の旧データがないことからステップＳ４に進み、ディ
スクＩＤとデータアドレスに基づいて対応するデータ記
録用のディスク装置から更新前の旧データを読み出す。

【００４９】またパリティ記録用のディスク装置の旧デ
ータと同一位置のセクタから更新前の旧パリティデータ
を読み出して、データ転送バッファ２８に転送する。次
にステップＳ５で、アクセス処理部３４がディスク装置
から読み出した旧データＤ_old ，旧パリティＰ_old 及び
新データＤ_new から新パリティＰ_new を生成する。即
ち、前述した（１）式に従って旧データ，旧パリティ及
び新データの排他的論理和から新パリティを生成する。

【００５０】次にステップＳ６で新データと新パリティ
をそれぞれ対応するディスク装置に書き込んで更新し、
ステップＳ７でキャッシュメモリ２６に新データを記憶
して次のアクセスに備える。一方、ステップＳ３でヒッ
ト判定の結果がヒットであった場合にはステップ８に進
み、キャッシュメモリ２６から更新前の旧データを読み
出し、続いてステップＳ９でパリティ記録用のディスク
装置の旧データを格納したセクタと同一位置のセクタか
ら更新前の旧パリティを読み出して、データ転送バッフ
ァ２８に転送する。

【００５１】以降の処理はミスの場合と同様、ステップ
Ｓ５で新パリティを生成し、ステップＳ６で新データと
新パリティをそれぞれディスク装置に書き込み、更にス
テップＳ７でキャッシュメモリに更新が済んだ新データ
を記憶して、次のアクセスに備える。 ３．複数回更新後のディスク装置への書戻し処理 図１０は図７に示したステップＳ６のライト処理の他の
実施例を示したフローチャートであり、このライト処理
にあっては、キャッシュ制御部２４でヒット判定が得ら
れたときに、キャッシュメモリ２６上で同じ領域のデー
タを複数回更新した後にディスク装置に書き戻すステッ
プＳ８の処理を設けたことを特徴とする。

【００５２】即ち、図８のライト処理にあっては、デー
タ更新毎にディスク装置に対する新データ及び新パリテ
ィの書戻しを行っており、データ更新処理に時間がかか
る。これに対し図１０の実施例にあっては、複数回のデ
ータ更新に１回だけディスク装置に書き戻す処理を行う
ため、更新処理に要する時間を短縮することができる。

【００５３】ここで、複数回の更新後にディスク装置に
書き戻すパリティデータの生成原理を説明すると次のよ
うになる。図１１は説明を簡単にするため、３台のディ
スク装置３２−１〜３２−３を備えたディスクアレイ４
６を示しており、更新前の状態でディスク装置３２−１
にはデータＤ０が格納され、ディスク装置３２−２には
データＤ１が格納され、更にパリティ用のディスク装置
３２−３にはパリティＰ０が格納される。この状態で、
ディスク装置３２−１のデータＤ０に対し新データＤ０
１，Ｄ０２，Ｄ０３と３回、更新の処理を行ったとす
る。

【００５４】この１回目から３回目のディスク装置３２
−１に対するデータ更新における新パリティＰ１〜Ｐ３
は、次式に従って求めることができる。 １回目 新データＤ０１（＋）旧データＤ１＝新パリティＰ１ （２） ２回目 新データＤ０２（＋）旧データＤ１＝新パリティＰ２ （３） ３回目 新データＤ０３（＋）旧データＤ１＝新パリティＰ３ （４） ここで、図１０のステップＳ８におけるディスク装置に
書戻しを行うまでの更新回数を３回に設定していたとす
ると、３回目の更新で得られた新パリティＰ３をディス
ク装置３２−３に格納し、また最新の更新データＤ０３
をディスク装置３２−１に格納すればよい。

【００５５】ここで、３回目の更新結果を示す（４）式
の旧データＤ１に関しては、更新前の格納状態から 旧データＤ０（＋）旧データＤ１＝旧パリテイＰ０ （５） の関係がある。この（５）式について、旧データＤ１を
求めると、 旧データＤ１＝旧データＤ０（＋）旧パリテイＰ０ （６） となる。従って、（６）式を（４）式に代入すると、３
回目の更新で生成される新パリティＰ３は 新パリティＰ３＝ 旧データＤ０（＋）旧パリティＰ０（＋）最新データＤ０３ （７） で表すことができる。

【００５６】図１０のステップＳ８の処理にあっては、
図１１に示す１回目から３回目の更新処理をキャッシュ
メモリ２６上で行い、３回目の更新が済んだときに
（７）式から新パリティＰ３を生成し、最新データＤ０
３と新パリティＰ３のそれぞれをディスク装置に書き戻
す処理を行う。この（７）式で新パリティＰ３を生成す
るためには、更新前の旧データＤ０及び更新前の旧パリ
ティＰ０が得られればよく、それ以外のデータは不要と
なる。

【００５７】従って本発明にあっては、キャッシュメモ
リ２６上でデータＤ０１，Ｄ０２，Ｄ０３を順次更新す
るための領域を新たに確保してデータ更新を行い、３回
目のデータ更新が終了した時点で、既にキャッシュメモ
リに記憶されている更新前の旧データＤ０を更新が済ん
だ最新のデータＤ０３と共に読み出し、更にディスク装
置３２−３から更新前の旧パリティＰ０を読み出して、
（７）式に従った新パリティＰ３を生成し、新データＤ
０３及び新パリティＰ３をそれぞれのディスク装置に書
き戻すようになる。

【００５８】図１２は図１０のステップＳ８の書戻し処
理の詳細を示したフローチャートである。図１２におい
て、まずステップＳ１で更新回数を設定するカウンタＮ
を１つインクリメントする。尚、カウンタＮは初期状態
でＮ＝０にクリアされている。続いてステップＳ２で１
回目の更新か否かチェックする。１回目の更新であれば
ステップＳ３で更新データの領域をキャッシュメモリ２
６上に新たに確保し、ステップＳ４で、新たに確保した
キャッシュメモリ２６上の領域で１回目の新データの更
新を行う。

【００５９】次にステップＳ５で、更新回数を示すカウ
ンタＮが設定回数、例えば３回に達したか否か判定し、
３回未満であればステップＳ６〜Ｓ９の処理を飛ばして
図７のメインルーチンのにリターンする。ステップＳ
５で更新回数を示すカウンタＮが設定回数に達するとス
テップＳ６に進み、パリティ用のディスク装置から更新
データと同一セグメントの更新前の旧パリティを読み出
し、またキャッシュメモリ２６から更新前の旧データと
最新の更新済みデータを読み出し、ステップＳ７で
（７）式に従って新パリティを生成する。

【００６０】続いてステップＳ８で新データと新パリテ
ィをそれぞれ対応するディスク装置に書き込んだ後、ス
テップＳ９でカウンタＮをリセットし、図１０のステッ
プＳ７にリターンし、書戻しが済んだ最新の更新データ
をキャッシュメモリ２６に記憶して次のアクセスに備え
る。 ４．冗長情報のみをキャッシュメモリに記憶する第２実
施例 図１３は図４に示した本発明のディスクアレイ制御装置
１０のキャッシュメモリ２６に冗長情報としてのパリテ
ィデータのみを記憶した場合の記憶内容を示した説明図
である。

【００６１】この第２実施例で使用するキャッシュメモ
リ２６にはディスクＩＤ番号１〜５の論理和と、セクタ
番号で指定される領域にパリティデータＰ０１，Ｐ０
２，Ｐ０３，・・・のみを記憶している。このようにキ
ャッシュメモリ２６にパリティデータのみを記憶するよ
うにした場合のディスクアレイ制御装置１０における全
体的な処理動作は、図７のフローチャートと同じにな
り、リード処理は図１４に示すようになり、またライト
処理は図１５に示すようになる。

【００６２】図１４はキャッシュメモリ２６にパリティ
データのみを記憶した場合のリード処理の詳細を示した
フローチャートであり、ステップＳ１でアクセス処理部
３４はホストコマンドの解読結果から得られたディスク
ＩＤと、データアドレスを示すセグメント番号を対応す
るデバイスアダプタを経由してディスク装置に通知し、
ステップＳ２で、指定したディスク装置からデータを読
み出してデータ転送バッファ２８に転送し、ステップＳ
３でホストコンピュータに転送して一連の処理を終了す
る。

【００６３】即ち、キャッシュメモリ２６にパリティデ
ータのみを記憶している場合には、リード処理における
キャッシュアクセスは行わない。図１５はパリティデー
タのみをキャッシュメモリ２６に登録した場合のライト
処理の詳細を示したフローチャートである。図１５のラ
イト処理にあっては、ステップＳ１のディスクＩＤとデ
ータアドレスに対応するセクタ番号の通知を受けて、キ
ャッシュ制御部２４のヒット判定部３６がステップＳ２
でヒット判定を行う。即ち、図１３に示すようなキャッ
シュメモリ２６の登録内容を示すキャッシュ管理テーブ
ルについて、ディスクＩＤによる区別はないことから、
セクタ番号のみによりキャッシュ登録の有無を判定す
る。

【００６４】ステップＳ３でミスであった場合には、第
１実施例と同様、ステップＳ４でディスク装置から更新
前の旧データと旧パリティを読み出してデータ転送バッ
ファ２８に転送し、ステップＳ５で前記（１）式に従っ
て新パリティを生成し、ステップＳ６で新データと新パ
リティをそれぞれ対応するディスク装置に書き込み、更
にステップＳ７で新パリティをキャッシュメモリ２６に
新たに記憶する。

【００６５】一方、ステップＳ２のヒット判定の結果が
ヒットであった場合にはステップＳ３からＳ８に進み、
キャッシュメモリ２６から対応する旧パリティを読み出
し、ステップＳ９で対応するディスク装置から旧データ
を読み出してデータ転送バッファ２８に転送し、以下同
様に、ステップＳ５の新パリティの生成、ステップＳ６
の新データと新パリティのそれぞれのディスク装置に対
する書込み、更にステップＳ７の新パリティのキャッシ
ュメモリ２６に対する記憶を行う。

【００６６】図１６はパリティデータのみをキャッシュ
メモリ２６に記憶する場合のライト処理の他の実施例を
示したフローチャートであり、図１５に対しステップＳ
８で複数回のデータ更新後にディスク装置への書込みを
行うようにしたことを特徴とする。このステップＳ８の
ディスク書戻し処理の詳細は図１７に示すようになる。
図１７の書戻し処理は図１２に示した第１実施例の場合
と基本的に同じであるが、キャッシュメモリ２６にパリ
ティデータのみを記憶していることから、更新回数が設
定回数に達した後のステップＳ６でディスク装置から旧
データを読み出し、キャッシュメモリから旧パリティと
最新の新データを読み出す点が相違しており、他の処理
は第１実施例の場合と同じである。 ５．データ及び冗長情報の両方をキャッシュメモリに記
憶する第３実施例 図１８は本発明の第３実施例の機能ブロック図を示した
もので、この第３実施例にあってはキャッシュメモリ２
６にデータと冗長情報としてのパリティデータの両方を
記憶するようにしたことを特徴とする。

【００６７】まずキャッシュメモリ２６はデータ記憶領
域５０とパリティ記憶領域５２に分けられている。図１
９はキャッシュメモリ２６の記憶内容を示したもので、
ディスクＩＤ番号１〜４についてはデータ記憶領域５０
に格納され、ディスクＩＤ番号５についてはパリティ記
憶領域５２に記憶される。勿論、図１９はパリティ記憶
用ディスク装置をディスク装置３２−５に固定した場合
である。

【００６８】ここで、キャッシュメモリ２６をデータ記
憶領域５０とパリティ記憶領域５２に分けている理由
は、第１実施例についてはデータ記憶領域５０のみでよ
く、また第２実施例にあってはパリティ記憶領域５２の
みでよく、この第１実施例及び第２実施例に対し更にパ
リティ記憶領域５２またはデータ記憶領域５０を新たに
追加するような場合に、領域を分けておくことが便利で
ある。

【００６９】図２０はパリティ記録用のディスク装置が
セクタ位置が変化する毎に相違するディスクアレイを対
象としたキャッシュメモリ２６の記憶内容を示した説明
図であり、このようにパリティデータがセグメント毎に
異なったディスク装置に格納されている場合には、図１
８に示したキャッシュメモリ２６は特にデータ記憶領域
５０とパリティ記憶領域５２に分けることなく、全体を
１つの領域としてデータ及びパリティデータを記憶すれ
ばよい。

【００７０】図１８に示した第３実施例のディスクアレ
イ制御装置１０の全体的な処理動作及びリード処理の詳
細は図７，図８の第１実施例と同じであるが、ライト処
理の詳細が図２１のフローチャートに示すようになる。
図２１のライト処理にあっては、ステップＳ３でミスと
なった場合にステップＳ７で新データと新パリティの両
方をキャッシュメモリ２６に記憶する点が、第１実施例
及び第２実施例と異なる。また、ステップＳ３でヒット
となった場合にはステップＳ８でキャッシュメモリ２６
から更新前の旧データと旧パリティの両方を読み出すこ
とができ、このため旧データ及び旧パリティを読み出す
ためのディスク装置のアクセスは必要なく、データ更新
を更に高速で行うことができる。

【００７１】図２２は第３実施例のライト処理の他の実
施例を示したもので、ステップＳ８で複数回のデータ更
新後にディスク装置に書き戻すようにしたことを特徴と
し、この書戻し処理の詳細は図２３のフローチャートに
示すようになる。図２３の書戻し処理にあっては、更新
回数が設定回数に達したときのステップＳ６において、
キャッシュメモリ２６から更新前の旧パリティと旧デー
タ、更に最新の更新データを読み出す点が第１及び第２
実施例と異なる。 ６．ダミーデータを空き領域に記憶する第４実施例 図２４は本発明の第４実施例の機能ブロック図であり、
この第４実施例にあっては、ディスク制御装置１０に新
たにダミーデータ処理部４０を設け、ディスクアレイ４
６のディスク装置３２−１〜３２−５及びキャッシュメ
モリ２６の空き領域にＤ_dummy で示すダミーデータ及び
Ｐ_dummy で示すダミーパリティデータを格納するように
したことを特徴とする。

【００７２】このようにディスク装置３２−１〜３２−
５及びキャッシュメモリ２６の未使用領域に固定的に定
めたダミーデータ及びダミーパリティデータを格納して
おくことで、ライト動作時の旧データ及び旧パリティの
リード動作をダミーデータ及びダミーパリティデータに
ついては省略することができる。図２５は第４実施例に
おけるディスク装置３２−１〜３２−５の初期状態を示
した説明図であり、空き領域となる全てのセクタにダミ
ーデータ及びダミーパリティデータを、例えばディスク
アレイ装置の工場出荷等の際に予め格納している。

【００７３】尚、図２５のディスク装置３２−１〜３２
−５は、セクタ位置が変わる毎にパリティデータを記憶
するディスク装置が異なるＲＡＩＤ−５相当の場合を例
にとっている。図２６は第４実施例におけるディスク装
置３２−１〜３２−５における既存データの削除状態を
示したもので、図２６に示すような既存データの削除が
行われた場合にも、図２７に示すように削除位置にダミ
ーデータを格納する。勿論、削除位置にダミーデータを
格納した場合には、同一セグメントのパリティデータに
ついては新パリティを生成するようになる。

【００７４】図２８は第４実施例におけるディスク装置
３２−１〜３２−５の他の削除処理を示したもので、図
２８に示すようなデータ削除を行った場合には、図２９
に示すように、削除した空き領域を上位に詰めるように
データを書き替える整理処理を行い、下位にまとめて空
きセクタ領域を形成してダミーデータ及びダミーパリテ
ィデータを格納する。

【００７５】図２５〜図２９に示すようなダミーデータ
及びダミーパリティデータに関する処理は、キャッシュ
メモリ２６側についてはダミーデータ及びダミーパリテ
ィデータを除く有効なデータ及びパリティデータについ
て削除及び整理後の更新を行っておけばよい。図３０は
第４実施例において、ホストコンピュータ１８より例え
ばディスク装置３２−１に格納しているデータＤ１の削
除命令を受けたときの処理動作を示している。

【００７６】ホストコンピュータ１８よりデータＤ１の
削除命令を受けた場合には、まずパリティ生成部４２で
キャッシュメモリ２６に記憶している更新前の旧データ
Ｄ１と旧パリティＰ１を読み出し、データＤ１の削除に
より新データはダミーデータＤ_dummy となることから、
これら３つの排他的論理和により新パリティＰ１_newを
生成する。

【００７７】続いて図３１に示すように、ディスク３２
−１の旧データＤ１をダミーデータＤ_dummy に書き替
え、またディスク装置３２−４の旧パリティＰ１を新た
に生成した新パリティＰ１_new に書き替え、更にキャッ
シュメモリ２６に記憶しているデータＤ１を削除すると
同時に旧パリティＰ１を新パリティＰ１_new に更新す
る。

【００７８】図３２は第４実施例において、ランク内の
同一セグメントにある複数のダミーデータを更新する場
合の処理を示した説明図である。図３２において、今、
データ転送バッファ２８に格納されているデータＤ１を
ディスク装置３２−１の空き領域に書き込み、またデー
タＤ２をディスク装置３２−２の同一セクタ位置の空き
領域に書き込むものとする。

【００７９】この場合には、最終的にデータＤ２の書込
みが終了したときのパリティＰ１を生成するため、パリ
ティ生成部４２に対しデータＤ１，Ｄ２，ダミーデータ
２つ，パリティダミーデータ１つを入力して、これらの
排他的論理和により新パリティＰ１を生成する。続いて
図３３に示すように、データＤ１をディスク装置３２−
１に書き込むと共に、データＤ２をディスク装置３２−
２に書き込み、更にパリティ生成部４２で生成した新パ
リティＰ１をディスク装置３２−５に書き込むようにな
る。

【００８０】勿論、図示しないキャッシュメモリ２６に
対しても、新たにデータＤ１，Ｄ２及びパリティＰ１を
記憶して次のアクセスに備えるようになる。尚、上記の
各実施例で使用するキャッシュメモリとしては、何等か
の原因による電源ダウンに対処できるようにするため、
バックアップ電源を備えた不揮発性メモリとしてもよ
い。このようにキャッシュメモリに不揮発性メモリを使
用すれば、電源ダウンがあってもキャッシュデータが消
去されず、電源ダウンによりキャッシュメモリを用いた
アクセス性能が初期状態に低下してしまうことが防止で
きる。

【００８１】また、キャッシュメモリ全体を不揮発性メ
モリとすることはコスト的に高価になることから、例え
ばキャッシュメモリの一部を不揮発性メモリとしてもよ
い。

【００８２】

【発明の効果】以上説明してきたように本発明によれ
ば、ディスクアレイに対する書込処理の際に、新たな冗
長情報を生成するために必要なデータをキャッシュメモ
リに格納していくことで、ディスク装置からの読出処理
を省くことができ、冗長情報をディスク装置に格納して
いても書込処理の実行時間を短縮し、より高速の処理を
実現することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図

【図２】本発明のハードウェア構成を示した実施例構成
図

【図３】図２のキャッシュ制御部の実施例構成図

【図４】本発明の第１実施例を示した機能ブロック図

【図５】第１実施例のキャッシュメモリの内容を示した
説明図

【図６】第１実施例のキャッシュメモリの他の内容を示
した説明図

【図７】本発明の全体的な処理動作を示したフローチャ
ート

【図８】第１実施例のリード処理の詳細を示したフロー
チャート

【図９】第１実施例のライト処理の詳細を示したフロー
チャート

【図１０】第１実施例の他のライト処理の詳細を示した
フローチャート

【図１１】複数回更新したときのディスクアレイの格納
状態の変化を示した説明図

【図１２】図１０の書戻し処理の詳細を示したフローチ
ャート

【図１３】第２実施例のキャッシュメモリの内容を示し
た説明図

【図１４】第２実施例のリード処理の詳細を示したフロ
ーチャート

【図１５】第２実施例のライト処理の詳細を示したフロ
ーチャート

【図１６】第２実施例の他のライト処理の詳細を示した
フローチャート

【図１７】図１６の書戻し処理の詳細を示したフローチ
ャート

【図１８】本発明の第３実施例を示した機能ブロック図

【図１９】第３実施例のキャッシュメモリの内容を示し
た説明図

【図２０】第３実施例のキャッシュメモリの他の内容を
示した説明図

【図２１】第３実施例のライト処理の詳細を示したフロ
ーチャート

【図２２】第３実施例の他のライト処理の詳細を示した
フローチャート

【図２３】図２２の書戻し処理の詳細を示したフローチ
ャート

【図２４】本発明の第４実施例を示した機能ブロック図

【図２５】第４実施例のディスクアレイおけるダミー記
憶初期状態を示した説明図

【図２６】第４実施例のディスクアレイの削除処理を示
した説明図

【図２７】図２６の削除処理後のディスクアレイの状態
を示した説明図

【図２８】ディスクアレイの削除処理を示した説明図

【図２９】図２８の削除処理後のディスクアレイの整理
状態を示した説明図

【図３０】第４実施例のキャッシュメモリの削除処理を
示した機能ブロック図

【図３１】図３０によるキャッシュメモリの削除終了状
態の機能ブロック図

【図３２】第４実施例でランク内の同一セグメントの複
数データを更新する処理を示した機能ブロック図

【図３３】図３２の更新処理を終了した状態の機能ブロ
ック図

【図３４】ＲＡＩＤ０によるディスクアレイ装置の説明
図

【図３５】ＲＡＩＤ１によるディスクアレイ装置の説明
図

【図３６】ＲＡＩＤ３によるディスクアレイ装置の説明
図

【図３７】ＲＡＩＤ３におけるデータ分割の説明図

【図３８】ＲＡＩＤ４によるディスクアレイ装置の説明
図

【図３９】ＲＡＩＤ５によるディスクアレイ装置の説明
図

【符号の説明】

１０：ディスクアレイ制御装置 １２：ＭＰＵ １４：内部バス １６：ホストインタフェース １８：ホストコンピュータ（上位装置） ２０：ＲＯＭ ２２：揮発性メモリ（ＲＡＭ） ２４：キャッシュ制御部 ２６：キャッシュメモリ ２８：データ転送バッファ ３０−１〜３０−ｎ：デバイスアダプタ ３２−１〜３２−ｎ：ディスク装置 ３４：アクセス処理手段（アクセス処理部） ３６：ヒット判定部 ３８：キャッシュアクセス部 ４０：ダミーデータ処理部 ４２：パリティ生成部 ４６：ディスクアレイ ４８−１，４８−２：ランク ５０：データ記憶領域 ５２：パリティ記憶領域 ６０：ＭＰＵ（キャッシュ制御用） ６２：制御記憶 ６４：バス制御回路 ６６：バッファ回路 ６８：メモリ制御回路

Claims (15)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】データ格納用と冗長情報格納用のディスク
   装置を複数備えたディスクアレイ（４６）と、 上位装置（１８）からの更新要求に基づき、新たなデー
   タ、更新前のデータおよび更新前の冗長情報に基づいて
   新たな冗長情報を生成して前記ディスクアレイ（４６）
   のデータおよび冗長情報を更新するアクセス処理手段
   （３４）と、 該アクセス処理手段（３４）による１回の更新処理の際
   に取扱う複数のデータの中の少なくとも１つ記憶するキ
   ャッシュメモリ（２６）と、 前記アクセス処理手段（３４）でディスクアレイ（４
   ６）を更新する前に前記キャッシュメモリ（２６）から
   更新前のデータを検索して前記アクセス処理手段（３
   ４）に供給して新たな冗長情報を生成させるキャッシュ
   制御手段（２４）と、を備えたことを特徴とするディス
   クアレイ装置。
2. 【請求項２】請求項１記載のディスクアレイ装置に於い
   て、前記キャッシュメモリ（２６）に前記アクセス処理
   手段（３４）による更新されたデータのみを記憶するこ
   とを特徴とするディスクアレイ装置。
3. 【請求項３】請求項２記載のディスクアレイ装置に於い
   て、前記キャッシュ制御手段（２４）は、前記アクセス
   手段（３４）によるディスクアレイ（４６）の更新に先
   立つ前記キャッシュメモリ（２６）の検索でデータが記
   憶されていなかった場合には、前記アクセス処理手段
   （３４）に記憶なしを通知して前記ディスクアレイ（４
   ６）からの読出しを行わせ、前記アクセス処理手段（３
   ４）による前記ディスクアレイ（４６）の更新後にデー
   タを前記キャッシュメモリ（２６）に記憶することを特
   徴とするディスクアレイ装置。
4. 【請求項４】請求項２記載のディスクアレイ装置に於い
   て、前記アクセス処理手段（３４）は、予め定めた所定
   回数だけデータをキャッシュメモリ（２６）上の新たに
   確保した領域で更新した後にディスクアレイ（４６）に
   書き戻すことを特徴とするディスクアレイ装置。
5. 【請求項５】請求項４記載のディスクアレイ装置に於い
   て、前記アクセス処理手段（３４）は、更新回数が所定
   回数に達するまでは、更新毎に新たな冗長情報を生成す
   ることなく前記キャッシュメモリ（２６）上でデータを
   更新し、更新回数が所定回数に達した時には、キャッシ
   ュメモリ（２６）上でデータを更新した後にディスクア
   レイ（４６）から読出した更新前の冗長情報および前記
   キュッシュメモリ（２６）から読出した最新の更新デー
   タと更新前のデータから新たな冗長情報を生成し、前記
   ディスクアレイ（４６）にデータおよび冗長情報を書き
   戻すことを特徴とするディスクアレイ装置。
6. 【請求項６】請求項１記載のディスクアレイ装置に於い
   て、前記キャッシュメモリ（２６）に前記アクセス処理
   手段（３４）により更新された冗長情報のみを記憶する
   ことを特徴とするディスクアレイ装置。
7. 【請求項７】請求項６記載のディスクアレイ装置に於い
   て、前記キャッシュ制御手段（２４）は、前記アクセス
   手段（３４）によるディスクアレイ（４６）の更新に先
   立つ前記キャッシュメモリ（２６）の検索で冗長情報が
   記憶されていなかった場合には、前記アクセス処理手段
   （３４）に記憶なしを通知して前記ディスクアレイ（４
   ６）からの読出しを行わせ、前記アクセス処理手段（３
   ４）による前記ディスクアレイ（４６）の更新後に冗長
   情報を前記キャッシュメモリ（２６）に記憶することを
   特徴とするディスクアレイ装置。
8. 【請求項８】請求項７記載のディスクアレイ装置に於い
   て、前記アクセス処理手段（３４）は、予め定めた所定
   回数だけデータをキャッシュメモリ（２６）上の新たに
   確保した領域で更新した後にディスクアレイ（４６）に
   書き戻すことを特徴とするディスクアレイ装置。
9. 【請求項９】請求項８記載のディスクアレイ装置に於い
   て、前記アクセス処理手段（３４）は、更新回数が所定
   回数に達するまでは、更新毎に新たな冗長情報を生成す
   ることなく前記キャッシュメモリ（２６）上でデータを
   更新し、更新回数が所定回数に達した時には、キャッシ
   ュメモリ（２６）上でデータを更新した後にディスクア
   レイ（４６）から読出した更新前のデータ、キュッシュ
   メモリ（２６）から読出した最新の更新データと更新前
   の冗長情報とから新たな冗長情報を生成し、前記ディス
   クアレイ（４６）にデータおよび冗長情報を書き戻すこ
   とを特徴とするディスクアレイ装置。
10. 【請求項１０】請求項１記載のディスクアレイ装置に於
    いて、前記キャッシュメモリ（２６）に前記アクセス処
    理手段（３４）により更新されたデータおよび冗長情報
    を記憶することを特徴とするディスクアレイ装置。
11. 【請求項１１】請求項１０記載のディスクアレイ装置に
    於いて、前記キャッシュ制御手段（２４）は、前記アク
    セス手段（３４）によるディスクアレイ（４６）の更新
    に先立つ前記キャッシュメモリ（２６）の検索でデータ
    および冗長情報が記憶されていなかった場合には、前記
    アクセス処理手段（３４）に記憶なしを通知して前記デ
    ィスクアレイ（４６）からの読出しを行わせ、前記アク
    セス処理手段（３４）による前記ディスクアレイ（４
    ６）の更新後にデータおよび冗長情報を前記キャッシュ
    メモリ（２６）に記憶することを特徴とするディスクア
    レイ装置。
12. 【請求項１２】請求項１０記載のディスクアレイ装置に
    於いて、前記アクセス処理手段（３４）は、予め定めた
    所定回数だけデータをキャッシュメモリ（２６）上の新
    たに確保した領域で更新した後にディスクアレイ（４
    ６）に書き戻すことを特徴とするディスクアレイ装置。
13. 【請求項１３】請求項１２記載のディスクアレイ装置に
    於いて、前記アクセス処理手段（３４）は、更新回数が
    所定回数に達するまでは、更新毎に新たな冗長情報を生
    成することなく前記キャッシュメモリ（２６）上でデー
    タを更新し、更新回数が所定回数に達した時には、キャ
    ッシュメモリ（２６）上でデータを更新した後にキャッ
    シュメモリ（２６）から読出した更新前のデータと冗長
    情報および最新の更新データから新たな冗長情報を生成
    し、前記ディスクアレイ（４６）にデータおよび冗長情
    報を書き戻すことを特徴とするディスクアレイ装置。
14. 【請求項１４】請求項１乃至１３記載のディスクアレイ
    装置に於いて、前記ディクスアレイ（４６）内の各ディ
    スク装置及びキャッシュメモリの空き領域にダミーデー
    タおよびダミー冗長情報を格納し、前記アクセス処理手
    段（３４）はデータの更新及び削除時に空き領域のダミ
    ーデータ及びダミー冗長情報を含めて新たな冗長情報を
    生成し、且つダミーデータ及びダミー冗長情報について
    はディスクアレイ（４６）から読出さずに予め設定した
    値を使用するようにしたことを特徴とするディスクアレ
    イ装置。
15. 【請求項１５】請求項１乃至１４記載のディスクアレイ
    装置に於いて、前記冗長情報としてパリティデータを使
    用し、前記アクセス処理手段（３４）は、更新時に、新
    たなデータ、更新前のデータおよび更新前のパリティデ
    ータの排他的論理和により新たなパリティデータを生成
    することを特徴とするディスクアレイ装置。