JPH06236322A - ディスクアレイ用キャッシュシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 パリティデータを生成するに必要なディスク
に対する冗長なアクセスを減少あるいはなくすこと。 【構成】 キャッシュシステムは、ホストシステムとデ
ィスクアレイ間で転送したデータを保持するためのキャ
ッシュメモリを有し、そのディスクアレイはデータをス
トライド状に記憶させた複数のディスク記憶装置を有
し、各ストライドはアレイの２以上の記憶装置の各々に
マルチセクタ・ユニットと他のアレイ記憶装置に関連し
たマルチセクタ・パリティブロックを有し、単一物とし
てキャッシュ内で操作されるキャッシュデータユニット
としてのキャッシュにストライドを形成するデータと関
連のパリティをリンクする手段を有する。 【効果】 リストの底部のキャッシュユニットをディス
クにコミットさせるとき、ストライドを作るデータの大
部分がキャッシュ内に存在する可能性が増大し、それゆ
えパリティデータを生成するに必要なディスクへの冗長
なアクセスの数が減少あるいは無くなる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、多数のデータ記憶ディ
スク装置から構成するディスクアレイに使用するキャッ
シュシステムに関し、特に、ディスクアレイのディスク
への冗長アクセスの数を減少することができるキャッシ
ュシステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、ディスクアレイへの関心が高まっ
てきている。ディスクアレイは、ホストシステムとディ
スクドライブ間のデータ転送を制御する１以上の制御エ
レメントを介してホストシステムに接続した多数のディ
スクドライブから成る。ディスクアレイは高データ記憶
容量、高信頼性、使用中のシステムとの高データ転送率
が得られるようにしてある。

【０００３】多数の異なったアレイ構造が提案されてき
た。「Ａ Ｃａｓｅ ｆｏｒ Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａ
ｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ ｄｉｓｋ
ｓ（ＲＡＩＤ）」のタイトルの文献（ＡＣＭ ＳＩＧＭ
ＯＤ 協議会会報、イリノイ州シカゴ、１９８８年６月
１−３、１０９−１１６頁）は、異なったレベルのデー
タ管理を提供する５レベルのアレイ（ＲＡＩＤＳ１−
５）の詳細を示している。ＲＡＩＤレベルの各々は、多
数の安価なディスクドライブを互いにリンクさせること
によりユーザがデータ記憶容量を増加することを可能に
する。このＲＡＩＤシステムは、２個のドライバ（ＲＡ
ＩＤ １）へデータの２つのコピーを記憶させるか、あ
るいはオリジナルデータを多数のサブセクションに分割
したり、データをアレイの２以上のドライブに細分化す
るなどしてドライブの故障によるデータの損失に対する
保護をおこなう。細分化したデータと同等のデータを演
算し、専用のパリティドライブ（ＲＡＩＤ−４）に記憶
させる。データ保持ドライブの一つが故障した場合、故
障したドライブ（ＲＡＩＤ２−５）のデータを再生する
ために、そのパリティデータや細分化したデータの残り
データを利用することができる。従って、ＲＡＩＤ２−
５の構造はデータ転送が並行度の増加を見込めると仮定
して、データ・スループットを増大できるものである。
この速度増加は並行度に依存し、オリジナルデータを分
割するオーバヘッドは、多くなり、より短くなり、副転
送へ変わり、かつ、平均転送長さと副転送のサイズ間の
関係に関連するパラメータセレクションへと変化する。
ＲＡＩＤ４およびＲＡＩＤ５のより詳細な構造は上記会
報に記載されている。

【０００４】安価なディスク（ＲＡＩＤ−５）システム
の冗長なアレイにおけるパリティ／チェックサムの設定
は、システムの構造に関して多くの問題に直面してい
る。すなわち、エラーの回復、データ損失の防止、シス
テムの能力、実行上の複雑さなどである。ＲＡＩＤシス
テムを使用する不利な点は、低い信頼性のポテンシャル
の問題である。どれか単独でディスク装置が故障する
と、全アレイが故障してしまうので、ＲＡＩＤシステム
の信頼性はディスク装置の数が増えるにつれ減少する。
システムの信頼性におけるこの望ましくない低下をさけ
るため、単独のディスク装置が故障した場合のデータの
回復を行う方法が必要とされてきた。これは、アレイに
冗長を導入することによって達成される。つまり、デー
タの第二コピーを関連のデータ装置（例えば、ＲＡＩＤ
４構造におけるように）と分離した装置にパリティある
いはチェックサムとして記憶させる。パリティの生成は
単独装置の故障によるデータ損失の従属的回復を可能と
するので、データを単独な位置で記憶させない。

【０００５】通常の読取り操作の間、パリティ生成を支
持することによって生じる能力の影響はない。しかし、
書込み操作の間、パリティの生成は関係してくる。これ
は、データ域に対するいかなる変化もそのデータ域に関
連したパリティデータの更新を有するという事実によ
る。さらに、新しいデータの書込みと新しいパリティの
書込み間のシステムの故障の可能性を最小にしなくて
は、他のデータ回復が不可能となる。この必要性は、デ
ータが有効になるときに、ディスク装置にデータを記憶
させるホストに関連した装置にパリティを生成させたり
記憶させたりすることによって従来、満たされてきた。

【０００６】この方法は、パリティ装置が多くのデータ
装置と組み合わされるので、潜在的に大きなオーバヘッ
ドをとる。これは、あるパリティ装置に関連した全ての
装置にある余分なオーバーヘッドが並行して書込まれ
ず、得られたパリティは全てのデータ装置の組合せであ
ることを示す。比較的短いアクセスが全ての装置へのア
クセスを背負い込むわけではないので、これは一般的に
は希なケースである。この場合、パリティ生成は、アド
レスしてない装置からの既存データの回復、あるいは新
しいデータの書込み以前のデータと共にその既存データ
グループに対する既存パリティの読取りを伴う。

【０００７】ある状況では、短い転送長さのためにパリ
ティ更新のオーバーヘッドは不適切になる。これは、ま
た、短い転送のシーケンスに分割される長い転送による
場合（ホストファイル・システムがこれをおこなう）で
ある。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】本発明は従来技術の欠
点を克服し、パリティデータを生成するに必要なディス
クに対する冗長なアクセスを減少あるいはなくすことを
目的とする。

【０００９】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明によるキャッシュシステムは、ホストシステ
ムとディスクアレイ間で転送したデータを保持するため
のキャッシュメモリを有し、そのディスクアレイはデー
タをストライド状に記憶させた複数のディスク記憶装置
を有し、各ストライドはアレイの２以上の記憶装置の各
々にマルチセクタ・ユニットと他のアレイ記憶装置に関
連したマルチセクタ・パリティブロックを有し、そのキ
ャッシュシステムは、単一物としてキャッシュ内で操作
されるキャッシュデータユニットとしてのキャッシュに
ストライドを形成するデータと関連のパリティをリンク
する手段を有する。

【００１０】ホストアクセスはデータと関連のパリティ
の両方を有するキャッシュメモリに向けられる。本発明
では、キャッシュは最も小さいデータ転送のサイズに基
づいたユニットとしてではなく、パリティブロック及び
その関連のデータブロックに基づいて作られる。一例と
して、キャッシュユニットは３個の４Ｋバイト・ブロッ
クと、単独の４Ｋバイト・パリティブロックである。

【００１１】望ましいキャッシュシステムでは、ホスト
によってアドレスされたデータを有するキャッシュユニ
ットは、キャッシュユニットの一番最近に使用されたリ
スト（ＭＲＵリストと称す）のヘッドに移動させられ
る。そして、ホスト書込みデータを、できれば前のアク
セスから記憶させたデータと共に、このキャッシュユニ
ットに記憶させる。別のキャッシュユニットがアドレス
されると、ある未使用のユニットがキャッシュリストを
さらに押し下げる。この方法でキャッシュを使用するこ
とは、キャッシュ内でのデータへのアクセスの特徴が全
くランダムでなく、ある程度の連続的なアクセス（時間
に直接関係する必要はない）であり、キャッシュのサイ
ズが充分に大きいなら、有効なデータの全てを有するキ
ャッシュリストの未使用な終端部に向かっているキャッ
シュユニットの可能性は高くなるという利点を有する。
全てのデータがキャッシュユニットにあるなら、それ以
上のデータアクセスなしで生成することが可能なパリテ
ィと共に、（キャッシュサイズが有限なので）ディスク
アレイにこのキャッシュデータの連続的な記憶が可能と
なる。従って、キャッシュしてない構造でそのパリティ
を生成するために必要な冗長アクセスは排除される。キ
ャッシュにキャッシュユニットのデータ全てがない場
合、更新パリティデータを生成するためにディスクのデ
ータをアクセスする必要が生じる。しかし、必要な冗長
アクセスの数はシステム能力の改良によって大きく減少
させられる。

【００１２】冗長アクセスを減少あるいは排除するに必
要なキャッシュのサイズはホストによって要求されたデ
ータアクセスの性質に依存する。データの要求が本来大
きく、連続的なら、このディスク装置への冗長アクセス
をなくす、あるいは実質的になくすために必要なキャッ
シュメモリの量は、要求が大きくランダムである場合よ
り小さいものとなる。

【００１３】キャッシュシステムの採用では、データを
防護されていないメモリに入れさせないことが重要であ
る。望ましいキャッシュシステムは、必要な信頼性を確
保できるキャッシュメモリのデュアルタイプで不揮発性
の物を使用する。電力系統やハードウェアの故障の場合
には、データはシステムが再機能するまで保存される。
（単一の）装置の故障の場合には、損失したデータの再
生成はパリティ生成の従来方法と類似方法でおこなわれ
る。

【００１４】

【実施例】以下に説明するのは、本発明のキャッシュシ
ステムをホストプロセッサで実行するソフトウェアにお
いて実施したものである。図１はホストバス１５を介し
てアレイアダプタ２０へ接続したホストシステム１０か
ら構成するデータ処理システムを示す。このアダプタも
通信リンク２５を介してディスクアレイ３０に接続され
ている。アレイ３０は付属の４個のディスクデータ記憶
装置３４、３６、３８、４０のアレイ・コントローラ３
２の形をとる。また、ホストバスには、不揮発性キャッ
シュメモリ５０が接続され、このキャッシュメモリは、
ホストメモリとディスクアレイのディスク記憶装置間で
転送するデータを保持するために使用される。

【００１５】図２は、本発明のキャッシュシステムに関
連して使用されるアレイのディスク記憶装置にデータを
記憶させる方法を示す。図２において、２ストライドの
データが示され、各装置３４、３６、３８、４０のデー
タ記憶トラック３５、３７、３９、４１に記憶される。
各装置はストライプ６０として知られるストライドのサ
ブユニット、図２では３セクタ（３×５１２バイト）の
長さを有する。データの初めのストライドは、ディスク
Ａの３個のＡ１セクタ、ディスクＢの３個のＢ１セク
タ、ディスクＣの３個のＣ１セクタ、およびパリティデ
ィスクに関連のパリティデータを有する。同様に、デー
タの第２番目のストライドは３個のＡ２、３個のＢ２、
３個のＣ２、及び３個のＰ２セクタを有する。上記のよ
うに、従来のディスクアレイシステムでは、ホストから
新しいセクタ７０、７１、７２、７３をアレイに書き込
む要求は、ストライドの形でデータの残りをディスクか
ら読み取ること、新たなパリティデータの演算、及びア
レイへの新しいセクタ７０、７１、７２、７３、そして
新しいパリティを書き込むことを含む。

【００１６】ホストによるデータ要求をキャッシュシス
テムによりサービスするためのメカニズムについて図
３、図４及び図５を参照にして説明する。図３は本発明
を実施する制御情報を保持するためのホストコンピュー
タ・プログラムによって使用される記憶区域（コントロ
ールブロック）の連関を示したものである。図５は確定
したコントロールブロックに対する関係を有する（要求
側タスク及びサーバタスクに細分化した）プログラムの
構造を示す。

【００１７】ホスト１０から入力する要求をＩＯパケッ
トの待ち行列（ＧＰｉｎ）１００に入れる。すると、ホ
ストはその要求の成功／失敗を知らせるステータスが戻
るのを待つ。待ち行列はサブシステムによって読み取ら
れ、得られたゲット／プットパケット（ＧＰＢＬＫ）を
複数のジョブ（ＪＩＯＢ）１２０、１２２、１２４にス
トライプし、これら全てのサブトラックの完成がその初
めの要求を満たす。これらのＪＩＯＢの各々は、全デー
タ転送要求が単独のストライプに存在する、すなわち、
ストライプの境界を越えることがない、という特性を有
する。これらＪＩＯＢのトラッキングの進行を可能とす
るため、各ＪＩＯＢを初めの要求と１対１の対応を有す
る単独の親ジョブコントロール・ブロック（ＪＣＢ）１
１０と接続させる。ＪＩＯＢの各々は待ち行列状態にな
り、実行を待つ。これらのＪＩＯＢはキャッシュマネー
ジャ（図４参照）によって処理される。データがキャッ
シュメモリで有効なら、該当ＪＩＯＢは即座に完了する
ことができる。幾分あるいは完全に全てのデータがキャ
ッシュに存在しない場合には、そのデータは（書込みが
ディスクアクセスを要求しない時に読取り要求の場合に
対してのみ）ディスク３４からフェッチしなくてはなら
ない。キャッシュマネージメントはキャッシュコントロ
ール・ブロック（ＣＣＢ）１５０の２重にリンクしたリ
ストから成り、最新の利用（ＭＲＵ）順位付け体系に保
持される。効果的なキャッシュ探索が可能となるため
に、ハッシイングを固有のストライドアドレスについて
行う。ハッシュ衝突にたいして、側鎖も使用する。

【００１８】ＪＩＯＢの完成のために、別の細分化が行
われ、ストライプＩＯ要求（ＳＩＯＢ）１６０、１６
２、１６４のメニュが作られる。ストライドの部分を形
成する各ストライプはストライプ・コントロールブロッ
ク（ＳＣＢ）と称される関連のコントロールブロック１
３０、１３２、１３４、１３６を有する。これは関連の
メモリ区域（ストライプデータ・ブロック”ＳＤＢ”）
のステータスを保持し、共通ストライプについてオペレ
ーションをおこなうＪＩＯＢの待ち行列を可能にする。
作られた各ＳＩＯＢは、次の実行のディスクＩＯ待ち行
列に入れられる。

【００１９】ＳＩＯＢが完了すると、ＳＩＯＢが発生し
たＳＣＢは更新され、ステータスが集められる。全ての
ＳＩＯＢが完了すると、即座に完了することができなか
ったので待ち行列状態にあるＪＩＯＢのいずれかが完了
可能となる。これらのＪＩＯＢが完了すると、ＪＩＯＢ
が発生したＪＣＢは更新され、ステータスが集められ
る。全てのＪＩＯＢが完了すると、全要求が完了可能と
なる。ステータスは、サブシステムに初めに受け入れた
ＧＰパケットの形でホストに戻される。

【００２０】本発明の実施例で使用した各コントロール
ブロックのフォーマットについて説明する。 １．ゲット／プット パケット・ブロック − ＧＰＢ
ＬＫ これはホストアプリケーションからの要求を受けるため
に使用されるパケットである。各個別のアクセスからの
併合したステータスもこのパケットに戻される。

【００２１】 ＧＰＢＬＫ＿ｒｗｆｌａｇ ＧＰＢＬＫ＿ｌｅｎｇｔｈ ＧＰＢＬＫ＿ｄｉｓｋａｄｄｒ ＧＰＢＬＫ＿ｐａｒａｍＩＤ ＧＰＢＬＫ＿ｂｕｆｆｅｒｐｔｒ ＧＰＢＬＫ＿ｒｅｔｕｒｎｃｏｄｅ

【００２２】ＧＰＢＬＫ＿ＲＷＦＬＡＧ：ホストの要求
が読取りか書込みか特定する。 ＧＰＢＬＫ＿ＬＥＮＧＴＨ：セクタ内の全アクセスの長
さ。 ＧＰＢＬＫ＿ＤＩＳＫＡＤＤＲ：要求の開始の（アレイ
における）仮想セクタ数。 ＧＰＢＬＫ＿ＰＡＲＡＭＩＤ：完了ステータスを戻すた
めのタグＩＤ。 ＧＰＢＬＫ＿ＢＵＦＦＥＲＰＴＲ：データ区域の開始点
のホストにおける物理アドレス。 ＧＰＢＬＫ＿ＲＥＴＵＲＮＣＯＤＥ：ホストへ戻るため
の各個別要求の併合したステータスを含む。

【００２３】 ２．ジョブコントロール・ブロック − ＪＣＢ ジョブコントロール・ブロックは、誕生したＪＩＯＢの
各々にたいする親であり、ユーザの要求（入力ＧＰＢＬ
Ｋ）と１対１の関係を有する。ＪＩＯＢの完了はＪＣＢ
＿ｃｏｕｎｔｅｒを減少させ、ステータスを現行ステー
タスと併合させる。

【００２４】 ＪＣＢ＿ｃｏｕｎｔｅｒ ＪＣＢ＿ｗａｉｔＡｌｌｓｅｍ ＪＣＢ＿ｗａｉｔＡｌｌｈａｎｄｌｅ ＪＣＢ＿ｒｅｔｕｒｎｃｏｄｅ

【００２５】ＪＣＢ＿ＣＯＵＮＴＥＲ：ステータスがホ
ストに戻ることができる前に完了させる必要がある未完
成ＪＩＯＢの数を維持する。 ＪＣＢ＿ＷＡＩＴＡＬＩＳＥＭおよびＪＣＢ＿ＷＡＩＴ
ＡＬＬＨＡＮＤＬＥ：未解決の副要求の全ての完了まで
ホスト要求を保留するために使用される信号およびハン
ドル。 ＪＣＢ＿ＲＥＴＵＲＮＣＯＤＥ：副要求の全ての併合し
たステータス。

【００２６】 ３．ジョブＩ／Ｏコントロールブロック − ＪＩＯＢ ＪＩＯＢはホスト要求の一部分を有するが、単一のスト
ライプ内に含まれる。

【００２７】 ＪＩＯＢ＿Ｑｐｔｒｓ ＪＩＯＢ＿ｒｗｆｌａｇ ＪＩＯＢ＿ｄｅｖｉｃｅ ＪＩＯＢ＿ｄｉｓｋａｄｄｒ ＪＩＯＢ＿ｌｅｎｇｔｈ ＪＩＯＢ＿ｂｕｆｆｅｒｐｔｒ ＪＩＯＢ＿ＪＣＢｐｔｒ ＪＩＯＢ＿ＳＣＢｐｔｒ

【００２８】ＪＩＯＢ＿ＱＰＴＲＳ：種々の待ち行列内
でＪＩＯＢの待ち行列を可能とする 。 ＪＩＯＢ＿ＲＷＦＬＡＧ：ＤＡＳＤにたいするこの
ＩＯ要求が読取りか書込みか示す。 ＪＩＯＢ＿ＤＥＶＩＣＥ：これは、要求が関係づけられ
る必要な物理装置である。 ＪＩＯＢ＿ＤＩＳＫＡＤＤＲ：これは、転送開始点の装
置の物理セクタアドレスである。 ＪＩＯＢ＿ＬＥＮＧＴＨ：これはセクタにおける転送の
長さである。この長さは、ストライプ境界が越えられる
ことがないようなものである点に注意。 ＪＩＯＢ＿ＢＵＦＦＥＲＰＴＲ：このサブタスクにたい
するデータの開始点のホストにおいて演算した新たなア
ドレスである。 ＪＩＯＢ＿ＪＣＢＰＴＲ：このサブタスクが発生した親
ＪＣＢへもどるポインタ。 ＪＩＯＢ＿ＳＣＢＰＴＲ：このＪＩＯＢが関連するＳＣ
Ｂにたいするポインタ。

【００２９】 ４．キャッシュコントロール・ブロック − ＣＣＢ キャッシュコントロール・ブロックは、二重リンクリス
ト内に維持され、ストライドベースでのキャッシュを可
能にする数個のストライプコントロール・ブロック（Ｓ
ＣＢ）（装置）を結びつける。

【００３０】 ＣＣＢ＿Ｑｐｔｒｓ ＣＣＢ＿ＩｎＵｓｅｆｌａｇ ＣＣＢ＿ｈａｓｈｐｔｒ ＣＣＢ＿ｓｔｒｉｄｅａｄｄｒ ＣＣＢ＿ＳＣＢｐｔｒ［０］ ＣＣＢ＿ＳＣＢｐｔｒ［１］ ＣＣＢ＿ＳＣＢｐｔｒ［２］ ＣＣＢ＿ＳＣＢｐｔｒ［ｎｄｅｖ］

【００３１】ＣＣＢ＿ＱＰＴＲＳ：ＣＣＢリストとフリ
ーＣＣＢ待ち行列を維持するための連携ポインタ。 ＣＣＢ＿ＩＮＵＳＥＦＬＡＧ：現在使用中のＣＣＢの解
除をさけるための防護。 ＣＣＢ＿ＨＡＳＨＰＴＲ：ハッシュテーブル内の衝突を
可能にする。もし有効なら、このハッシュ位置に存在し
た可能性のある次のＣＣＢをこれがポイントする。 ＣＣＢ＿ＳＴＲＩＤＥＡＤＤＲ：固有のストライドアド
レスを保持する。ハッシュ「衝突」の可能性ゆえに必要
とされる。 ＣＣＢ＿ＳＣＢＰＴＲ（ＤＥＶＩＣＥ）：ポインタのア
レイで、初め空白で、関連のストライプコントロール・
ブロック（ＳＣＢ）を参照する。１装置につき１。

【００３２】 ５．ストライプコントロール・ブロック − ＳＣＢ ストライプコントロール・ブロックは、ストライプデー
タ・ブロック（ＳＤＢ）としても知られているキャッシ
ュメモリのステータスを維持する。ＳＣＢとＳＤＢの間
には１対１の関係があるが、ＳＤＢは対応のＳＣＢが存
在するなら必ずしも存在することはない。ＳＤＢ／ＳＣ
Ｂメモリのアロケーションは動的計画に基づいている。

【００３３】 ＳＣＢ＿Ｑｐｔｒｓ ＳＣＢ＿ｖａｌｉｄｍａｓｋ ＳＣＢ＿ｍｏｄｉｆｉｅｄｍａｓｋ ＳＣＢ＿ＩＯｓｔａｔｅ ＳＣＢ＿ｃｏｕｎｔｅｒ ＳＣＢ＿ＳＩＯＢＱｐｔｒｓ ＳＣＢ＿ＲｗａｉｔＱｐｔｒｓ ＳＣＢ＿ＷｗａｉｔＱｐｔｒｓ ＳＣＢ＿ｄａｔａｐｔｒ ＳＣＢ＿ｒｅｔｕｒｎｃｏｄｅ

【００３４】ＳＣＢ＿ＱＰＴＲＳ：フリーＳＣＢのリス
トを維持するために使用される。 ＳＣＢ＿ＶＡＬＩＤＭＡＳＫ：有効か不要か、ストライ
プデータ・ブロック（ＳＤＢ）に保持された各セクタを
識別する。１セクタに対し１ビット。 ＳＣＢ＿ＭＯＤＩＦＩＥＤＭＡＳＫ：数カ所でディスク
に保存される必要のあるＳＤＢ内のセクタを識別（どの
ＤＡＳＤセクタが無効となったか）する。 ＳＣＢ＿ＩＯＳＴＡＴＥ：４つのＳＣＢ状態（アイド
ル、読取り待ち、書込み待ち、コミット待ち）の１つを
識別する。 ＳＣＢ＿ＣＯＵＮＴＥＲ：ＳＣＢがアイドル状態にもど
る前に実行する必要がある未完成なＤＡＳＤ要求（ＳＩ
ＯＢ）のカウントを維持する。 ＳＣＢ＿ＳＩＯＢＱＰＴＲＳ：これは、ＳＩＯＢの一時
的にリンクしたリスト（メニュ）のヘッドである。 ＳＣＢ＿ＲＷＡＩＴＱＰＴＲＳ：これは、保留したＪＩ
ＯＢのリンクしたリストのヘッドであり、関連したＳＤ
Ｂでの読取りオペレーションを要求した。ＳＣＢ＿ＣＯ
ＵＮＴＥＲがゼロにもどる時のみ、これらの要求が満た
される。 ＳＣＢ＿ＷＷＡＩＴＱＰＴＲＳ：読取り待ち行列と同様
であるが、これらのＪＩＯＢ全ては書込みオペレーショ
ンを要求した。これらは全ての読取りオペレーションが
完了した後にのみ実行可能である。 ＳＣＢ＿ＤＡＴＡＰＴＲ：これはストライプデータ・ブ
ロック（ＳＤＢ）をポイントする。ＳＤＢがこのＳＣＢ
に割り当てられていない場合、ポインタは空白となる。 ＳＣＢ＿ＲＥＴＵＲＮＣＯＤＥ：この副要求を満たすた
めに発生させられたＳＩＯＢからの併合したステータス
を維持する。

【００３５】 ６．ストライプＩ／Ｏブロック − ＳＩＯＢ ストライプＩ／ＯブロックはＤＡＳＤへ送った待ち行列
状態の要求であり、その目的はＤＡＳＤそのものへ、ま
たはそのものからの非キャッシュセクタをフェッチす
る、あるいはキャッシュセクタを記憶させることであ
る。オリジナルのＪＩＯＢは１ストライプに含まれるの
で、ＪＩＯＢから生まれたＳＩＯＢの数は多くともＮ／
２となる。ここで、Ｎはストライプあたりのセクタの数
である。

【００３６】 ＳＩＯＢ＿Ｑｐｔｒｓ ＳＩＯＢ＿ｒｗｆｌａｇ ＳＩＯＢ＿ｄｅｖｉｃｅ ＳＩＯＢ＿ｄｉｓｋａｄｄｒ ＳＩＯＢ＿ｌｅｎｇｔｈ ＳＩＯＢ＿ｂｕｆｆｅｒｏｆｆｓｅｔ ＳＩＯＢ＿ＳＣＢｐｔｒ

【００３７】ＳＩＯＢ＿ＱＰＴＲＳ：多種の待ち行列の
１つにおけるＳＩＯＢを維持する。 ＳＩＯＢ＿ＲＷＦＬＡ：この要求が読取りか書込みか示
す。 ＳＩＯＢ＿ＤＥＶＩＣＥ：物理ＤＡＳＤ装置番号を参照
する。 ＳＩＯＢ＿ＤＩＳＫＡＤＤＲ：要求を開始するための上
記ＤＡＳＤの物理ＬＢＡ。 ＳＩＯＢ＿ＬＥＮＧＴＨ：要求アクセスのセクタの長
さ。これはストライプの境界が越えられることがなく、
しかもキャッシュの有効で修正したデータもＤＡＳＤ読
取り要求に重ね書込みされないものである。 ＳＩＯＢ＿ＢＵＦＦＥＲＯＦＦＳＥＴ：データ転送を開
始するＳＤＢの開始位置（ＳＣＢ＿ｄａｔａｐｔｒ）か
らのセクタ内のオフセットである。（ＮＢ．ＳＣＢ＿ｄ
ａｔａｐｔｒは、ＳＤＢがまだ割り当てられてない場合
この時点で空白となる。） ＳＩＯＢ＿ＳＣＢＰＴＲ：このＳＩＯＢが発生した親Ｓ
ＣＢへのポイントをおこなう。

【００３８】キャッシュのマネージメントは「最新の使
用」アルゴリズムに基づく。入力するデータ要求（読取
り又は書込み）は初めに、キャッシュメモリが今までの
要求によって割り当てられたかどうかをチェックされ
る。割り当てられてない場合は、メモリ域をデータ記憶
用に割り当てが試みられる。この試みが失敗なら、その
コマンドはメモリが有効になるまで保留される。

【００３９】要求されたメモリ域がすでにある場合、あ
るいは、上記割り当てが成功した場合、そのホスト要求
はこのキャッシュメモリについてオペレーションを開始
する。読取り要求データがキャッシュ内で現在有効でな
い場合、要求データをホストアプリケーションにコピー
する前にディスクからキャッシュメモリにディスクＩＯ
を実行する。書込み要求は単に、そのアプリケーション
からのデータをキャッシュメモリ（急速書込みバッファ
として作用）にコピーする。

【００４０】キャッシュコントロール・ブロック（ＣＣ
Ｂ）は、ストライドグループの個々のストライプを共に
処理することを可能とする。これらＣＣＢは最新使用
（ＭＲＵ）から最低頻度使用（ＬＲＵ）の順に二重リン
クのリストに保持される。ＣＣＢへのデータアクセス
は、ＣＣＢリスト内のＭＲＵ位置にそのＣＣＢを移動さ
せる。従って、未使用のＣＣＢとそれらの対応ストライ
プコントロール・ブロック（ＳＣＢ）およびストライプ
データ・ブロック（ＳＤＢ）は、ＣＣＢリストのＬＲＵ
終点へと押しやられることになる。これらのＣＣＢはＤ
ＡＳＤへコミットするための候補となり、リソースを解
放できるようになる。

【００４１】ＣＣＢリストの急速検索はハッシュ方法に
よって行われる。図４のブロック図に示すように、現在
の要求のストライドアドレスをハッシュし、得られたフ
ァンクションリターン値をハッシュテーブルへのインデ
ックスとして使用する。ハッシュテーブルはＣＣＢリス
ト内に保持されたＣＣＢにたいするポインタのアレイで
ある。エントリが空白なら、ＣＣＢはそのリスト内に存
在しない。そのテーブルがＣＣＢをポイントしているな
ら、ストライドアドレスを比較しなくてはならない。こ
れは、多くのストライドアドレスを単独のハッシュテー
ブル・エントリに写像することができる。これらの「衝
突」は側鎖によって処理される。ハッシュテーブルによ
って引用された初めのＣＣＢは、異なったストライドア
ドレスで、共通のハッシュ値を有するＣＣＢのポテンシ
ャルリストのヘッドであるポインタを持つ。ＣＣＢの存
在／不在を確認するために、この側鎖をトラバースさ
せ、ストライドアドレスを比較しなければならない。一
般的に、この側鎖の長さは短く、供給されたハッシュテ
ーブルは大きく、かつハッシュファンクションは衝突を
最小にするように選択される。

【００４２】本発明を実施するコンピュータプログラム
は２つの主タスクに分割される。それは、ホストからの
要求及びディスクＩＯ要求にたいするサービスをそれぞ
れ個別に担当する。これらの２つのタスクは要求側タス
クおよびサーバタスクと称される。図５は、このタスク
とコントロールブロック間のオペレーション上の関係を
有する本発明によるキャッシュシステムの構造をブロッ
ク図で示したものである。

【００４３】要求側タスクはユーザアプリケーション要
求のサービスを担当し、できるかぎりその要求を進める
ように試みる。ディスクＩＯあるいはキャッシュメモリ
のようなリソースが必要とされ、しかも現在有効でない
なら、部分的に完了した要求を後続する処理のために多
数の待ち行列の１つに入れる。図５では、要求側タスク
を、アレイマネージャ２２０とキャッシュマネージャ２
４０の２つの一次ファンクションに細分化したものを示
す。要求側タスクの連続的な指示をリスト化したものは
添付の表７に示す。

【００４４】サーバタスク（図５では２００）は待ちデ
ィスクＩＯ要求のサービスを行う。この要求ディスクＩ
Ｏの完了時には、サーバが関連のコントロールブロック
のステータスを更新することにより、要求側タスクは間
接的にその完了を知らせられる。サーバタスクの連続的
な指示をリスト化したものは添付の表８に示す。

【００４５】背景処理２６０も２つの一次ファンクショ
ンを有する。つまり、（１）ＭＲＵリストの底部のＣＣ
Ｂをディスクアレイにコミットさせ、それによりキャッ
シュリソースを解放する、（２）キャッシュリソースが
有効な時、ＳＣＢ待ち行列からＳＣＢを取り除き、ＳＤ
Ｂをそこに割り当てる。ＣＣＢをディスクにコミットさ
せるプロセスの一部分として、背景処理は必要に応じて
ディスクからのデータ読取りを有するパリティ生成を実
行する。この背景処理の指示をリスト化したものを添付
の表９に示す。

【００４６】図５に示すように、ＧＰパケット１００は
アレイマネージャ２２０によってＪＩＯＢ待ち行列に保
持される複数のＪＩＯＢ１２０、１２２、１２４に細分
化される。キャッシュマネージャはこのＪＩＯＢを処理
し、ディスクＩＯ待ち行列に入れられる複数のＳＩＯＢ
１６０、１６２、１６４を生成し、続いてサーバタスク
２００によって処理される。ＳＩＯＢが完了すると、こ
のサーバタスクはＳＣＢ１３０、１３２、１３４、１３
６を更新する。

【００４７】本発明のキャッシュシステムを使用して、
読取り／書込みのシナリオの一例を以下に説明する。こ
のシナリオ例を充分に理解できるように、参照は表７〜
９に準じたものを使用する。

【００４８】１．ＩＦホスト要求がＲＥＡＤでキャッシ
ュにセクタがＡＬＬ存在する、これ以上ディスクＩＯは
要求されないので要求ＮＯＷをｃｏｍｐｌｅｔｅ。

【００４９】２．ＩＦこのホスト要求がＲＥＡＤでＳＣ
ＢがＩＤＬＥ、またはＷａｉｔＷｒｉｔｉｎｇでセクタ
のＡＬＬが有効ではない、ＩＯ状態をＷａｉｔＲｅａｄ
ｉｎｇにｓｅｔ、ＪＩＯＢ−＞ＳＣＢＲｅａｄＷａｉｔ
Ｑをｑｕｅｕｅ，有効なセクタのＡＬＬを読み取るため
に必要なＳＩＯＢのメニュをストライプ（次の３．を参
照）にｂｕｉｌｄ、そして、ＩＦ、ＳＤＢのアロケーシ
ョンがうまくディスクＩＯを開始（ＳＩＯＢをディスク
ＩＯＱへｍｏｖｅ）、ＥＬＳＥ ＳＣＢ−＞ＳＣＢＷａ
ｉｔＱをｐｕｔ（つまり、ＳＤＢが有効になるまで延期
アクセス）。

【００５０】３．ＩＦホスト要求がＲＥＡＤでＳＣＢが
ＷａｉｔＲｅａｄｉｎｇでセクタのＡＬＬが有効でな
い、ＰＲＥＶＩＯＵＳアクセスをＩＯ状態がＷａｉｔＲ
ｅａｄｉｎｇへのセットがＴＨＩＳ要求も満たすとａｓ
ｓｕｍｅ、それゆえｑｕｅｕｅＪＩＯＢ−＞ＳＣＢＲｅ
ａｄＷａｉｔＱ。

【００５１】４．ＩＦホスト要求がＲＥＡＤでＳＣＢが
ＷａｉｔＣｏｍｍｉｔｔｉｎｇでセクタのＡＬＬが存在
しない、唯一のＳＩＯＢメニュ待ち行列がコミットに使
用されているので未だに要求へのサービスが不可能であ
り、従ってｑｕｅｕｅ ＪＩＯＢ−＞ＳＣＢＲｅａｄＷ
ａｉｔＱ。

【００５２】５．ＩＦホスト要求がＷＲＩＴＥでＳＣＢ
がＩＤＬＥでＳＤＢが有効，ｔｈｅｎ要求の全体をｃｏ
ｍｐｌｅｔｅ。

【００５３】６．ＩＦホスト要求がＷＲＩＴＥでＳＣＢ
が待ち（読取り／書込み／コミット）の状態、ｑｕｅｕ
ｅ ＪＩＯＢ−＞ＳＣＢＷｒｉｔｅＷａｉｔＱ。（注
意：キャッシュ読取りを開始した非ホストは有効なキャ
ッシュデータに重ね書込みを許可されることがないの
で、ＡＬＬＲｅａｄが完了する前にＷｒｉｔｅは許可さ
れない。）

【００５４】７．ＩＦホスト要求がＷＲＩＴＥでＳＣＢ
がＩＤＬＥでＳＤＢの有効は無し、ｑｕｅｕｅ ＪＩＯ
Ｂ−＞ＳＣＢＷｒｉｔｅＷａｉｔＱ、ｑｕｅｕｅ ＳＣ
Ｂ−＞ＳＣＢＷａｉｔＱおよび状態をＷａｉｔＷｒｉｔ
ｉｎｇにｓｅｔ（ＳＤＢが有効になるまで全アクセスを
延期）。

【００５５】ＳＣＢから発生した最終ＳＩＯＢが完了の
後（ＳＣＢカウンタ＝０）、次がおこなわれる。

【００５６】８．ＩＦ ＳＣＢがＷａｉｔＲｅａｄｉｎ
ｇ、ＳＣＢＲｅａｄＷａｉｔＱのＡＬＬ ＪＩＯＢをｃ
ｏｍｐｌｅｔｅ可能となる。（要求されたＡＬＬセクタ
が有効となる）（上記３．を再開）

【００５７】９．ＩＦ ＳＣＢがＷａｉｔＣｏｍｍｉｔ
ｔｉｎｇ、ＳＣＢＲｅａｄＷａｉｔＱに待ち行列してい
たＡＬＬ ＪＩＯＢを初めからｒｅｓｔａｒｔ。（ＳＩ
ＯＢメニュを設立するため必要）（上記４．を再開）

【００５８】１０．ＩＦ ＳＣＢがＷａｉｔＲｅａｄｉ
ｎｇ、ＳＣＢＷｒｉｔｅＷａｉｔＱについてＡＬＬ Ｊ
ＩＯＢをｃｏｍｐｌｅｔｅ可能となる。（ＡＬＬ Ｒｅ
ａｄが終了したのちにのみＷｒｉｔｅを許可）（上記
６．を再開）

【００５９】１１．ＩＦ ＳＣＢがＷａｉｔＣｏｍｍｉ
ｔｔｉｎｇ／Ｗｒｉｔｉｎｇ、ＳＣＢＷｒｉｔｅＷａｉ
ｔＱのＡＬＬ ＪＩＯＢを初めからｒｅｓｔａｒｔ。
（上記６．を再開）

【００６０】背景処理はＳＣＢＷａｉｔＱに待ち行列し
ていたＳＣＢを再スタートさせる試みをする。ＩＦ Ｓ
ＣＢがこの待ち行列に存在する、ＡＮＤ ＳＤＢが有効
となった−

【００６１】１２．ＩＦ ＳＣＢがＷａｉｔＲｅａｄｉ
ｎｇ（Ｒｅａｄ ＯＮＬＹ又はＲｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ）
ディスクＩＯをｒｅｃｏｍｍｅｎｃｅ（ＳＩＯＢをｄｉ
ｓｋＩＯＱに移動）。（上記２．または７．を再開）

【００６２】１３．ＩＦ ＳＣＢがＷａｉｔＷｒｉｔｉ
ｎｇ（Ｗｒｉｔｅ ＯＮＬＹ）、ＳＣＢＷｒｉｔｅＷａ
ｉｔＱのＡＬＬ ＪＩＯＢをｃｏｍｐｌｅｔｅ可能とな
る。（上記７．の完了）

【００６３】本発明をホストソフトウェアの実行に関し
て説明したが、これはある環境では多くのホストバス・
トラフィックという結果となるので最適な解決でないこ
とは容易に想像できる。しかし、ここで説明したソフト
ウェアデザインは、ハードウェアとソフトウェア中断機
構に極めて似た「イベント駆動」の環境に基づく。この
デザインは、本発明の望ましい実施となり得る専用の第
二プロセッサに極めて近いマップである。

【００６４】 ［表１］ 要求側タスク ＩＯが活動するまでｗａｉｔ 装置ドライバからＩＯパケット（ＧＰ）をｇｅｔ 親ＪＣＢをｃｒｅａｔ ｎ ＪＩＯＢＳ（アレイマネージャ）にＧＰをｓｔｒｉｐｅ 各ＪＩＯＢをＪＩＯＢ待ち行列にｑｕｅｕｅ 実行ＪＩＯＢ待ち行列をｃａｌｌ 背景処理をｃａｌｌ ＪＣＢが完了（そのＪＣＢに関連したＡＬＬ ＪＩＯＢが完了）するまでｗａ ｉｔ ＩＯパケットを装置ドライバにｒｅｔｕｒｎ ｌｏｏｐ 実行ＪＩＯＢ待ち行列：（キャッシュマネージャ） ＪＩＯＢ待ち行列が空でない時、 少なくとも１ＣＣＢと１ＳＣＢが有効かｅｎｓｕｒｅ ｉｆそれが実行できない、 ｒｅｔｕｒｎ ＪＩＯＢ待ち行列からＪＩＯＢをｕｎｑｕｅｕｅ ストライドアドレスのハッシュ検索をｐｅｒｆｏｒｍ ｉｆキャッシュがミス（ＣＣＢが不在）、 ハッシュテーブルに新たなＣＣＢエントリ＆リンクをｉｎｉｔｉａｌ ｉｓｅ ｉｆ要求されたストライプ（装置）に対してＳＣＢが不在、 関連のＣＣＢエントリに新たなＳＣＢエントリ＆リンクをｉｎｉｔｉ ａｌｉｓｅ ｅｎｔｒｙ ｉｆ ＲＥＡＤ、 ｉｆ 必要とされるＡＬＬセクタがＳＤＢに存在／有効、 終了したＪＩＯＢをｃａｌｌ ｒｅｔｕｒｎ ｅｌｓｅ ＳＣＢのＲｅａｄＷａｉｔｑｕｅｕｅにＪＩＯＢをｑｕｅｕｅ ｉｆ ＳＣＢのＩＯ状態がＷａｉｔＲｅａｄｉｎｇまたはＷａｉｔＣｏｍｍ ｉｔｔｉｎｇ ｒｅｔｕｒｎ。 ｉｆ ＳＣＢのＩＯ状態がＷａｉｔＷｒｉｔｉｎｇまたはＩｄｌｅ、 ＩＯ状態をＷａｉｔＲｅａｄｉｎｇにｓｅｔ ディスク全てから読み取るのに必要なＳＩＯＢをｃｒｅａｔｅ セクタをｉｎｖａｌｉｄ なにも存在しないならＳＤＢを割り当てるａｔｔｅｍｐｔ ｉｆ失敗、 ＳＣＢをＳＣＢ待ちの待ち行列にｐｕｔ ｒｅｔｕｒｎ。 ｉｆ有効なＳＤＢを有する、 全ＳＩＯＢをディスクＩＯ待ち行列にｍｏｖｅ ｒｅｔｕｒｎ。 ｉｆ ＷＲＩＴＥ、 なにも存在しないならＳＤＢの割り当てをａｔｔｅｍｐｔ ｉｆ ＳＣＢのＩＯ状態が待ち（読取り／書込み／コミット）、 ＪＩＯＢをＳＣＢのＷｒｉｔｅＷａｉｔ待ち行列にｐｕｔ ｒｅｔｕｒｎ。 ｉｆ ＩＯ状態がアイドルでＳＤＢが存在しない、 ＪＩＯＢをＷｒｉｔｅＷａｉｔ待ち行列にｐｕｔ ＳＣＢをＳＣＢＷａｉｔ待ち行列にｐｕｔ ＩＯ状態をＷａｉｔＷｒｉｔｉｎｇにｓｅｔ ｒｅｔｕｒｎ。 ｉｆ ＩＯ状態がアイドルでＳＤＢが存在、 終了したＪＩＯＢをｃａｌｌ ｒｅｔｕｒｎ。

【００６５】 ［表２］ サーバタスク ディスクＩＯ待ち行列が空でない状態までｗａｉｔ 待ち行列空ＳＩＯＢをｒｅｍｏｖｅ ＤＡＳＤを新たなＬＢＡ（ディスクアドレス）にｓｅｔ ｉｆ ＲＥＡＤ、 ＤＡＳＤ Ｒｅａｄをｐｅｒｆｏｒｍ（そして完了をｗａｉｔ） ｉｆ ＷＲＩＴＥ、 ＤＡＳＤ Ｗｒｉｔｅをｐｅｒｆｏｒｍ（そして完了をｗａｉｔ） 終了したＳＩＯＢをｃａｌｌ ｌｏｏｐ 終了したＳＩＯＢ： ディスク（キャッシュミス）からブロックに読み込むために有効なビットをｓ ｅｔ ディスク（コミットされた）に書き込まれたブロック用に修正したビットをｃ ｌｅａｒ 親ＳＣＢカウンタ（未終了のＳＩＯＢの数）をｄｅｃｒｅｍｅｎｔ ｉｆ カウントがゼロになる、 ＲｅａｄＷａｉｔ待ち行列の全てのＪＩＯＢに対し、 ｉｆ ＩＯ状態が読み取り待ちの状態、 終了したＪＩＯＢをｃａｌｌ ｅｌｓｅ ＪＩＯＢをＪＩＯＢ待ち行列にｐｕｔ ｂａｃｋ ＷｒｉｔｅＷａｉｔ待ち行列の全てのＪＩＯＢに対し、 ｉｆ ＩＯ状態が読み取り待ちの状態、 終了したＪＩＯＢをｃａｌｌ ｅｌｓｅ ＪＩＯＢをＪＩＯＢ待ち行列にｐｕｔ ｂａｃｋ ＩＯ状態をアイドルにｓｅｔ 実行ＪＩＯＢ待ち行列をｃａｌｌ 背景処理をｃａｌｌ 終了したＪＩＯＢ： ｉｆ ＲＥＡＤ、 アプリケーションバッファにＳＤＢデータをｃｏｐｙ ｉｆ ＷＲＩＴＥ、 修正して、有効なマスクをｕｐｄａｔｅ アプリケーションバッファをＳＤＢにｃｏｐｙ カウントがゼロになるなら親ＪＣＢカウンタ（未終了ＪＩＯＢの数）をｄｅｃ ｒｅｍｅｎｔ、 信号ＪＣＢが完了（要求側タスクの待ち信号をｃｌｅａｒ）

【００６６】 ［表３］ 背景処理 ｉｆ ＳＣＢＷａｉｔ待ち行列になにかある、 ＳＤＢをｔｒｙしｇｅｔ、 ｉｆ成功、 ＳＣＢＷａｉｔ待ち行列からＳＣＢをｒｅｍｏｖｅ ｉｆ読取りを待つ、（つまり、読取り、そしてできれば書込み発生 ） ＳＩＯＢをディスクＩＯ待ち行列にｍｏｖｅ ｉｆ書込みを待つ、（つまり、ストライプにたいし読取りの発生な し） 書込み待ち行列内の全ＪＩＯＢと終了したＪＩＯＢをｃａｌｌ ｑｕｅｕｅ ＩＯ状態をアイドルにｓｅｔ いくつかのリソースが解放されているので、実行ＪＩＯＢ待ち行列をｃａｌｌ パリティが生成可能で後続とコミット可能なポイントにＣＣＢをＰｒｏｇｒｅ ｓｓ、 ディスクにＣＣＢをｔｒｙ、およびｃｏｍｍｉｔ、 ｂｙ： ＣＣＢチェーン（ＬＲＵからＭＲＵへ）のあるパーセンテージを ｓｃａｎｎｉｎｇ、 ｆｏｒ：− 何らかの理由で待っているＳＣＢを所有しないＣＣＢ、でそ のＣＣＢは修正済みデータブロックを有する少なくとも１つのＳＣＢを伴う４つ のＳＣＢ全てを有する。 このＣＣＢで、パリティをｇｅｎｅｒａｔｅ このＣＣＢに付属した修正データブロック（パリティストライプを含む ）を伴う各ＳＣＢにより、 ＩＯ状態をコミット待ちにｓｅｔ ディスクに全ての修正ブロックを書き込むのに必要なＳＩＯＢを ｃｒｅａｔｅ これらＳＩＯＢをディスクＩＯ待ち行列にｑｕｅｕｅ

【００６７】

【発明の効果】本発明のキャッシュシステムによれば、
リストの底部のキャッシュユニットをディスクにコミッ
トさせるとき、ストライドを作るデータの大部分がキャ
ッシュ内に存在する可能性が増大し、それゆえパリティ
データを生成するに必要なディスクへの冗長なアクセス
の数が減少あるいは無くなるという効果を有する。

【図面の簡単な説明】

【図１】ホストシステムがキャッシュとホストアダプタ
を介してディスクアレイに接続したデータ処理システム
を示すブロック図である。

【図２】図１のディスクアレイを作るデータ記憶装置の
トラック上のデータのストライドの配列を示す概略図で
ある。

【図３】本発明のキャッシュシステムによる制御ブロッ
クの組合せを有するデータ要求機構を示すブロック図で
ある。

【図４】本発明によるキャッシュシステムで使用される
ハッシュテーブルと側鎖を示す概略図である。

【図５】制御ブロックとの関係を含んだ本発明の実行で
使用されるタスクの構造を示すブロック図である。

【符号の説明】

１０ ホストシステム １５ ホストバス ２０ アレイアダプタ ２５ 通信リンク ３０ ディスクアレイ ３２ アレイコントローラ ３４ ディスク記憶装置 ３６ ディスク記憶装置 ３８ ディスク記憶装置 ４０ ディスク記憶装置 ５０ キャッシュメモリ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 クリーブ・スコット・オールドフィールド イギリス、エスオーワン・フォーエルアー ル、ハンプシャー州、サザンプトン、レジ ェンツ・パーク、プリンス・オブ・ウェー ルズ・アベニュー ４ (72)発明者 ニコラス・シェイラー イギリス、エスピーワン・スリーワイエ ー、ウィルトシャー州、サリスベリ、スク ール・レイン、ジ・オールド・スクール・ ハウス（番地なし)

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】ホストシステム（１０）とディスクアレイ
   （３０）間を転送されたデータを保持するためのキャッ
   シュメモリ（５０）を有するキャッシュシステムにおい
   て、 該ディスクアレイは複数のディスク記憶装置（３４、３
   ６、３８、４０）から成り、各ディスク記憶装置にはデ
   ータがストライド状に記憶されており、各ストライドは
   該アレイの２以上の装置の各々に記憶させたデータのマ
   ルチセクタ・ユニットと他のアレイ装置に記憶させた関
   連のマルチセクタ・パリティブロックを有し、 該キャッシュシステムはデータおよび単一存在物として
   該キャッシュ内で処理されるキャッシュデータ・ユニッ
   トとして該キャッシュ内でストライドを作る関連のパリ
   ティをリンクするキャッシュマネージメント手段を有す
   る、ことを特徴とするキャッシュシステム。
2. 【請求項２】 上記キャッシュユニットはＭＲＵリスト
   に維持され、上記キャッシュデータ・ユニットを該ＭＲ
   Ｕリストのヘッドに移動させるようにキャッシュ内に保
   持されたストライド状のデータの一部を要求するホスト
   からの参照に応じた手段をさらに有することを特徴とす
   る請求項１に記載のキャッシュシステム。
3. 【請求項３】 上記ＭＲＵリストの底部のキャッシュデ
   ータ・ユニットを上記ディスク記憶装置にコミットさ
   せ、該データユニットを該ディスク記憶装置にコミット
   させる前に該キャッシュデータに関連のパリティデータ
   を生成するために上記キャッシュマネージメント手段に
   よって必要とされる１以上の記憶装置のデータ位置を判
   定するための手段を有することを特徴とする請求項２に
   記載のキャッシュシステム。
4. 【請求項４】 ホストシステムと共に使用するアレイ記
   憶サブシステムは、複数のディスク記憶装置とアレイと
   して配置した関連のコントローラ手段と、該ディスクと
   該メモリ間を転送されたデータを保持するため該アレイ
   と通信するために接続した上記請求項のいずれかに記載
   のキャッシュシステム。
5. 【請求項５】 ホストシステムとディスクアレイ間を転
   送されたデータを保持するため使用されるキャッシュシ
   ステムを管理する方法において、 該ディスクアレイは複数のディスク記憶装置から成り、
   各ディスク記憶装置にはデータがストライド状に記憶さ
   れており、各ストライドは該アレイの２以上の装置の各
   々に記憶させたデータのマルチセクタ・ユニットと他の
   アレイ装置に記憶させた関連のマルチセクタ・パリティ
   ブロックを有し、該データと単一存在物として該キャッ
   シュ内で処理されるキャッシュデータ・ユニットとして
   該キャッシュ内でストライドを作る関連のパリティをリ
   ンクすることを特徴とするキャッシュシステムを管理す
   る方法。