JPH06309113A

JPH06309113A - ディスク装置

Info

Publication number: JPH06309113A
Application number: JP5100853A
Authority: JP
Inventors: Motohiro Kanda; 基博神田; Takao Sato; 孝夫佐藤; Akira Yamamoto; 山本　　彰; Michio Miyazaki; 道生宮崎
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1993-04-27
Filing date: 1993-04-27
Publication date: 1994-11-04

Abstract

(57)【要約】【目的】データと冗長データの読み書きの同期のため
の複雑な制御を不要とし、ディスク装置の高信頼化と低
価格化と処理性能を向上させる。【構成】１つのスピンドルに固定された複数のディス
クに、ホストコンピュータから与えられたデータと、そ
のデータから生成した冗長データを格納して、そのデー
タと冗長データを、１つのアクチュエータに固定された
複数のヘッドで同時に読み書きする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、磁気ディスクや光磁気
ディスクなど、円盤タイプの記憶媒体を用いるディスク
装置に係わり、特に、複数のヘッドを用いて、複数のデ
ィスクに対するリード／ライト動作を同時に行なうディ
スク装置に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】複数のヘッドを用いて、複数のディスク
に対するリード／ライト動作を同時に行なうディスク装
置において、その高性能化と高信頼化を図るための従来
技術には、例えば、特開昭５９−３８８６６号公報に記
載のものや、ディーパターソンらによる、１９８８
年、ＡＣＭＳＩＧＭＯＤコンファレンスの論文の第１
０９頁〜第１１６頁の「アケースフォアリダンダ
ントアレイズオブインエクスペンシブディスク
ス」(D.Patterson,et al:A Case for Redundant Arrays
of Inexpensive Disks(RAID),ACM SIGMOD conference
proceeding,Chicago,IL,Junel-3,1988,pp.109-116.)に
記載のものがある。

【０００３】特開昭５９−３８８６６号公報では、複数
のヘッドとバッファ、および、書き込み／読み出し回路
を有するディスク装置において、それらを並行して動作
させる技術が開示されている。また、パターソンらによ
る論文は、複数の小容量のディスク装置からなるディス
クアレイ上のデータ配置に関する技術を開示したもので
あり、ディスクアレイは、物理的には複数の小容量のデ
ィスク装置から構成されていても、情報処理装置に対し
ては１台のディスク装置として動作するデイスクシステ
ムである。この論文では、いくつかのデータ配置技術が
提案されているが、代表的な２つのデータ配置技術に次
のようなものがある。（ａ）レコード単位配置この配置技術では、情報処理装置とのリード／ライト単
位であるレコードが、そのままの形でディスク装置上に
配置されている。以下、このような配置をレコード単位
配置と呼び、パターソンらの論文では、「ＲＡＩＤ
４」、「ＲＡＩＤ５」として扱われている。このレコー
ド単位配置の特長は、ディスクアレイを構成するそれぞ
れのディスク装置ごとにリード／ライト処理を行えるこ
とである。従って、レコード単位配置の場合、ディスク
アレイ内で実行できるリード／ライト処理の多重度が向
上するので、デイスク装置全体の性能が向上する。

【０００４】一方、ディスクアレイの高信頼化は、冗長
構成を取ることにより行なわれる。例えば、レコード単
位配置においては、それぞれのディスク装置に格納され
た１レコード分のデータレコードから、１レコード分の
パリティデータ（データの誤り検出に用いる冗長データ
の一つの例）からなるパリティレコード（冗長データレ
コードの一つの例）を作成し、これを１つのレコードと
して、ディスク装置に格納する。尚、パリテイレコード
と、それを生成したデータレコードの集合をパリティグ
ループと呼ぶ。通常、同一パリティグループの各レコー
ドは、それぞれ別のディスク装置に格納される。また、
パリティグループ内に２つ以上のパリティレコードを含
む場合もある。パリティレコードを生成したデータレコ
ードのうち、いずれか１つのレコードに障害が発生した
場合、パリティレコードと他のデータレコードの内容か
ら、障害レコードの内容が復元される。従って、パリテ
ィグループが格納されているディスク装置の集合のうち
のいずれかに障害が発生しても、データを回復できる。
通常、パリティグループ内のパリティレコードの数がｍ
個であれば、最大ｍ台のディスク装置に障害が発生して
も、パリティグループのデータを回復できる。

【０００５】このレコード単位配置の場合には、ライト
処理によってデータレコードの内容が変更されるたび
に、パリティレコードの更新も必要となるため、従来の
ディスク装置と比較して、ライト処理の性能が劣化す
る。しかも、パリティレコードの更新値を決定するため
には、ライト処理の対象となるデータレコードの更新値
以外にも、以下に示す値の集合を得るための前処理が必
要である。（い）ライト処理が発生したデータレコードとパリテイ
レコードの更新前の値。（ろ）ライト処理が発生したデータレコードが属するパ
リティグループ内の他のデータレコードの値（い）に示した値を得る方が、通常はオーバヘッドが小
さいため、ライト処理が発生した場合、通常、（い）に
示した値を得る技術が用いられる。

【０００６】この時、ライトするレコードと同一のパリ
ティグループのパリティレコードのあるディスクに注目
すると、パリティレコードの更新のためには、パリティ
レコードの更新前の値のリードと、新たに作成したパリ
ティレコードのライトを行う必要があるが、リードおよ
びライトとも、ディスク上の同じ領域に対する処理であ
るため、ディスクが１回転するのを待たなければならな
い。また、ライト時のライトするディスクに注目する
と、ライト時には、ライトデータの書き込みだけではな
く、パリティレコードの更新のために、データレコード
の更新前の値のリードを行う必要があるが、リードおよ
びライトとも、ディスク上の同じ領域に対する処理であ
るため、ディスクが最低１回転するのを待たなければな
らない。

【０００７】（ｂ）バイト単位配置この配置技術では、情報処理装置とのリード／ライト単
位であるレコードは、バイトあるいはビットなどの、よ
り細かく分割された形でディスク装置上に配置されてい
る。以下、このような配置をバイト単位配置と呼び、パ
ターソンらの論文では、「ＲＡＩＤ３」として扱われて
いる。このバイト単位配置の特長は、１つのレコードの
リード／ライトの時に、ディスクアレイを構成するそれ
ぞれのディスク装置が、すべて同時にリード／ライト処
理を行うことである。従って、バイト単位配置の場合、
情報処理装置との間のデータ転送速度が向上するので、
デイスクシステム全体のスループットが向上する。ま
た、ディスクアレイの高信頼化については、パリティデ
ータが生成され、配置される単位が、バイトあるいはビ
ットなどであることを除いては、上述したレコード単位
配置と同様である。ただし、ライト時のパリティ更新に
ついては、上述の（ろ）に示した値を常に使用できるた
め、高速な処理ができる。

【０００８】しかし、この時、このディスクアレイ装置
は、独立した複数のディスク装置から構成されており、
リード／ライト処理やパリティレコードの更新時には、
パリティグループ内のディスク装置の回転、および、ヘ
ッドのシークを同期して行う必要がある。もし、パリテ
ィグループ内のディスク装置の回転位置とシーク位置が
ランダムであるとすると、全てのディスク装置に対して
行われるリードやライトの操作の完了は、最も遅いディ
スク装置の操作の完了まで待たされるため、ディスクア
レイ装置全体としての応答時間が悪化する。特に、上述
の（ｂ）で示したバイト単位配置技術においては、１つ
のレコードのリード／ライトの時に、必ずパリティグル
ープの全てのディスク装置が、リード／ライトを行う必
要があるため、この影響は顕著である。このような回転
やシークを同期させるためには、各ディスク装置が生成
するインデクス信号をディスク装置間で伝達して、比較
しあうなどの複雑な制御が必要である。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】解決しようとする問題
点は、従来の独立した複数のディスク装置から構成され
るディスクアレイ装置では、パリティグループ内のディ
スク装置の回転やシークの複雑な同期制御を必要とする
点と、全てのディスク装置に対して行われるリードやラ
イトの操作の完了は、最も遅いディスク装置の操作の完
了まで待たされるため、ディスクアレイ装置全体として
の応答時間が悪化する点である。本発明の目的は、これ
ら従来技術の課題を解決し、データの読み書きと、それ
に対応する冗長データの読み書きを効率良く行ない、性
能および信頼性の向上が可能なディスク装置を提供する
ことである。

【００１０】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明のディスク装置は、（１）情報処理装置の読
み書き対象となるデータを記憶する円盤形状のディスク
と、複数のディスクを同心軸上に固定して一括で回転さ
せるスピンドルと、複数のディスクのそれぞれに対応す
る複数のヘッドを固定して一括でシーク動作させるアク
チュエータとを具備し、複数のディスクへのアクセスを
同時に行なうディスク装置において、ｎ枚のディスク
に、情報処理装置から転送されるデータレコードを格納
し、また、このｎ枚のディスク上のデータレコードから
生成した、このデータレコードの誤り検出に用いる冗長
データレコードを、ｎ枚のディスク以外のｍ枚のディス
クに格納するディスク制御部を設けることを特徴とす
る。また、（２）上記（１）に記載のディスク装置にお
いて、ディスク制御部は、冗長データレコードを、ｎ枚
のディスク上の各データレコードの格納位置と同じヘッ
ドの固定位置で、ｍ枚のディスクに格納することを特徴
とする。また、（３）上記（１）、もしくは、（２）の
いずれかに記載のディスク装置において、複数のヘッド
を、アクチュエータに同一直線上に固定して設けること
を特徴とする。また、（４）上記（１）から（３）のい
ずれかに記載のディスク装置において、ディスク制御部
は、情報処理装置からライト要求と共に転送されてきた
データレコードをｎ個に分割し、このｎ個の分割データ
をｎ枚のディスクへ、また、このｎ個の分割データから
生成したｍ個の冗長データをｍ枚のディスクへ格納する
ことを特徴とする。また、（５）上記（４）に記載のデ
ィスク装置において、ディスク制御部は、情報処理装置
からのリード要求に応答して、ｎ枚のディスク上のｎ個
の分割データと、ｍ枚のディスク上のｍ個の冗長データ
を同時に読み出し、この読み出したｎ個の分割データを
用いてｍ個の新たな冗長データ生成し、そして、このｍ
個の新たな冗長データと、読み出したｍ個の冗長データ
とが、それぞれ一致する場合に、ｎ枚のディスクから読
み出したｎ個の分割データを統合して、情報処理装置に
転送することを特徴とする。また、（６）上記（５）に
記載のディスク装置において、ディスク制御部は、ｍ個
の冗長データの読み出しとｎ枚のディスクからの読み出
しを同時に行なった時に、ｍ個以下の分割データの読み
出しに失敗した場合には、正常に読みだされた分割デー
タとｍ個の冗長データに基づき、読み出しに失敗した各
々の分割データを生成することを特徴とする。また、
（７）上記（１）から（３）のいずれかに記載のディス
ク装置において、ディスク制御部は、情報処理装置から
のライト要求に応答して、このライト先に格納されてい
る更新前データレコードと、この更新前データレコード
に対応して生成したｍ個の冗長データレコードとを同時
に読み出し、この読み出した更新前データレコードと冗
長データレコード、および、ライト要求と共に転送され
てきたデータレコードとを用いて、新たな冗長データレ
コードを生成し、この新たな冗長データレコードと、転
送されてきたデータレコードとを、ディスクに同時に格
納することを特徴とする。また、（８）上記（１）から
（３）のいずれかに記載のディスク装置において、ディ
スク制御部は、情報処理装置から、複数のヘッドにより
同時にアクセス可能なｎ個以上のデータレコードが連続
して転送される場合には、ｎ個のデータレコードと、こ
のｎ個のデータレコードから生成したｍ個の冗長データ
レコードとを、同時にディスクに格納し、ｎ個に満たな
い残りのｋ個のデータレコードと、ディスク上から読み
出したｋ個のデータレコードと同時にアクセス可能なｎ
−ｋ個のデータレコードとから、ｍ個の冗長データレコ
ードを生成し、このｍ個の冗長データレコードと、処理
装置から転送されてきたｋ個のデータレコードとを、同
時にディスクに格納することを特徴とする。また、
（９）上記（７）、もしくは、（８）のいずれかに記載
のディスク装置において、ディスク制御部は、情報処理
装置からのリード要求に応答して、このリード要求の対
象となるデータレコードに対応して生成した冗長データ
レコードと、この冗長データレコードの生成に用いた全
てのデータレコードとを、ｎ枚のディスクとｍ枚のディ
スクから同時に読み出し、この読み出した全てのデータ
レコードを用いて生成した新たな冗長データレコード
と、読み出した冗長データレコードとが一致する場合
に、読み出したリード要求の対象となるデータレコード
を、情報処理装置に転送することを特徴とする。また、
（１０）上記（１）から（９）のいずれかに記載のディ
スク装置において、ディスク制御部と複数のディスク間
で転送されるデータを一時記憶するバッファ記憶部を、
複数のディスク毎に設け、ディスク制御部は、このバッ
ファ記憶部を介して、複数のディスクからのデータの同
時読み出し、および、複数のディスクへのデータの同時
書き込みを行なうことを特徴とする。また、（１１）上
記（１０）に記載のディスク装置において、ディスク制
御部は、情報処理装置からのアクセス対象のデータが、
複数のバッファ記憶部に記憶されているか否かを判定し
て、ディスクキャッシュ制御を行なうことを特徴とす
る。また、（１２）上記（１１）に記載のディスク装置
において、バッファ記憶部に、複数のデータレコードお
よび冗長データレコードを記憶することを特徴とする。

【００１１】

【作用】本発明においては、データを読み書きするヘッ
ドと、データから生成される冗長データを読み書きする
ヘッドとを、同じアクチュエータに固定し、一緒にシー
ク動作を行うため、シーク時間は必ず同じになる。さら
に、データを格納するディスクと、そのデータから生成
する冗長データを格納するディスクとを、同じスピンド
ルに固定して、一緒に回転させるため、待ち時間は必ず
同じになる。このことにより、特別な制御を行なうこと
なく、データの読み書きと、それに対応する冗長データ
の読み書きとの正確な同期をとることができる。また、
情報処理装置から転送されてきたデータレコードを、デ
ィスクごとに分割して、冗長データを生成した後、複数
のヘッドで、複数のディスクに同時に書き込む。このこ
とにより、例えば、このデータレコードが、情報処理装
置からリード要求された場合には、ディスクごとに分割
されているデータと冗長データを、複数のヘッドで同時
に読み込み、高速化を図ることができる。データの一部
が読み出せない場合においても、そのデータの回復に、
同時に読み出したパリティグループ内の他のデータと冗
長データを用いることにより、高速に回復することがで
きる。

【００１２】さらに、情報処理装置から更新用として転
送されてきたデータレコードを、分割せずにディスクに
格納する場合にも、新たな冗長データレコードを生成す
る時に、この生成に用いる更新前のデータレコードと、
この更新前のデータレコードに対応して生成した冗長デ
ータレコードとを、各々のディスクから同時に読み出す
ことにより、高速化できる。そして、このデータレコー
ドが、情報処理装置からリード要求された場合には、要
求されたデータレコードと、それに対応する冗長データ
レコードと、それらと同じパリティグループに属するデ
ータレコードを、各ディスクから同時に読み込み、転送
するデータレコードの正否の判定に用いる冗長データレ
コードを高速に生成することができる。また、情報処理
装置から、同時にアクセスできる数より多くの、同じパ
リティグループに属する複数のデータレコードが転送さ
れてきた場合には、情報処理装置から転送されてきたデ
ータレコードから新パリティレコードを生成することに
より、更新前データレコードのディスクからの読み込み
を不要とする。

【００１３】さらに、リード／ライト処理において、デ
ータレコードおよび冗長データレコードをバッファに格
納して、キャッシュ制御を行なう。このことにより、情
報処理装置からデータレコードへのリード要求がきた時
に、バッファ上にデータレコードがあれば、ディスクか
らデータレコードを読み出すことなく、情報処理装置に
それを転送し、処理の高速化が図れる。また、データレ
コードへのライト要求がきた時にも、バッファ上にデー
タレコードとそれに対応する冗長データレコードの更新
前の値が残っていれば、ディスクから読み込むことな
く、バッファにある更新前データレコードと冗長データ
レコードを用いて、更新後のデータレコードに対応した
新冗長データレコードを作成し、そして、ディスクに同
時に書き込も、高速化が図れる。また、バッファの容量
を大きくすることにより、多数のデータレコードを保持
することができ、リードライト処理をさらに高速化する
ことができる。

【００１４】

【実施例】以下、本発明の実施例を、図面により詳細に
説明する。図１は、本発明のディスク装置の本発明に係
わる構成の第１の実施例を示すブロック図である。本第
１の実施例のディスク装置１０は、４枚のディスク２０
ａ〜２０ｄと、それらのディスク２０ａ〜２０ｄを固定
する１つのスピンドル３０と、ディスク２０ａ〜２０ｄ
ごとに１つあるヘッド４０ａ〜４０ｄと、ヘッド４０ａ
〜４０ｄを固定する１つのアクチュエータ５０と、本発
明に係わるデータおよび冗長データの読み書きを含み、
ディスク装置１０全体の動作制御を行なうディスク制御
部６０とにより構成されている。本図の２５は、４枚の
ディスク２０ａ〜２０ｄの同一シーク位置にある４つの
トラックの総称としてのシリンダである。また、ディス
ク２０ａ〜２０ｄ上の２つの半径に囲まれた扇形の領域
はセクタと呼ばれ、ディスク２０ａ〜２０ｄの読み書き
の最小の単位である。ディスク２０ａ〜２０ｄのセクタ
長は５１２バイトとする。

【００１５】本発明に係わるディスク制御部６０は、Ｃ
ＰＵ（ＣｅｎｔｒａｌＰｒｏｃｅｓｓｉｎｇＵｎｉ
ｔ、中央処理装置）からなるプロセッサ６１と、起動時
のプログラム等を記憶するＲＯＭ（ＲｅａｄＯｎｌｙ
Ｍｅｍｏｒｙ、リード専用メモリ）６２と、ＲＡＭ
（ＲａｎｄｏｍＡｃｃｅｓｓＭｅｍｏｒｙ、読み書
き可能メモリ）からなり、外部記憶装置からのデータや
プログラム等を記憶するメモリ６３と、ＲＯＭ６２やメ
モリ６３などをプロセッサ６１に接続するバス６４と、
外部のホストコンピュータ（情報処理装置）９０との接
続制御を行なうホストインタフェース６５と、データ格
納用の３つのディスク２０ａ〜２０ｃに対応して設けら
れた３個のデータ用バッファ７０ａ〜７０ｃと、パリテ
ィデータ（冗長データ）格納用のディスク２０ｄに対応
して設けられたパリティ用バッファ８０と、各ディスク
２０ａ〜２０ｄに対応して設けられた４つのリード／ラ
イト回路５５ａ〜５５ｄとにより構成されている。ヘッ
ド４０ａ〜４０ｄと、データ用バッファ７０ａ〜７０ｃ
やパリティ用バッファ８０との間のデータとパリティの
転送は、リード／ライト回路５５ａ〜５５ｄを通して行
われる。これら４つのリード／ライト回路５５ａ〜５５
ｄは並行して動作する。

【００１６】データ用バッファ７０ａ〜７０ｃとパリテ
ィ用バッファ８０の大きさは、いずれも、ディスク２０
ａ〜２０ｄの１セクタ長、ここでは、５１２バイトであ
る。また、ＲＯＭ６２には、ディスク装置１０の制御プ
ログラムと、ディスク装置１０の構成を表すパラメタが
格納されている。メモリ６３は、読み書き可能であり、
ディスク装置１０の制御プログラムの作業領域として使
われる。バス６４により、プロセッサ６１と、ＲＯＭ６
２と、メモリ６３と、ホストインタフェース６５と、デ
ータ用バッファ７０ａ〜７０ｃと、パリティ用バッファ
８０、および、リード／ライト回路５５が接続されてい
る。ホストコンピュータ９０とディスク装置１０の間の
インタフェースは、ＳＣＳＩ（ＳｍａｌｌＣｏｍｐｕ
ｔｅｒＳｙｓｔｅｍＩｎｔｅｒｆａｃｅ、スカジ
ー）とし、ホストインタフェース６５が、ＳＣＳＩプロ
トコルに従った伝送を行う。ディスク２０ａ〜２０ｄに
は、片面にしかデータは記録されていないものとする。
また、データ用バッファ７０ａ〜７０ｃとパリティ用バ
ッファ８０は、ディスク２０ａ〜２０ｄ、および、ヘッ
ド４０ａ〜４０ｄと同数（ここでは４つ）存在し、必ず
対応したディスク２０ａ〜２０ｄのデータを格納する。

【００１７】本第１の実施例において、シリンダ２５を
構成するトラック数は「４」であり、データを格納する
トラック数は「３」、パリティを格納するトラック数は
「１」である。ホストコンピュータ９０とのリード／ラ
イト単位であるデータレコードは、セクタごとに分割さ
れ、各ディスク２０ａ〜２０ｃに格納される。図示して
いないが、分割されたデータは、ディスク２０ａ〜２０
ｃ上の各セクタに記録される。従来技術として説明した
（ｂ）のバイト単位配置、すなわち、「ＲＡＩＤ３」に
近い格納形式であるが、ここでは分割の単位は、バイト
ではなくてセクタである。

【００１８】図２は、図１におけるディスク制御部がデ
ィスクへのアクセス時に用いる情報が登録されている対
応表の構成の一具体例を示す説明図である。本例の対応
表２０１は、図１のディスク装置１０のセクタの論理ブ
ロックアドレスと、物理ブロックアドレスの対応を示
す。ここで、セクタの論理ブロックアドレス（ＬＢＡ）
とは、図１のディスク装置１０内でのセクタの相対番号
であり、ホストコンピュータ９０とディスク装置１０の
間のＳＣＳＩインタフェースにおいて、目的セクタを指
定するために使われる。また、セクタの物理ブロックア
ドレスとは、実際にセクタの存在するシリンダ番号とヘ
ッド番号、および、セクタ番号の組である。図１のディ
スク２０ａ〜２０ｄ上の各セクタの前には、そのセクタ
の物理ブロックアドレスを示すｉｄ（アイディ）部と呼
ばれる記憶領域が付随する。

【００１９】対応表２０１中の「１」〜「３」という数
字は、セクタに割当てられた論理ブロックアドレスを示
す。この対応は、「ヘッド番号＝論理ブロックアドレス
を３で割った余り」などとしてプログラムで求める。こ
の対応表２０１全体を、図１のメモリ６３あるいはＲＯ
Ｍ６２に持つこともできる。図１のホストコンピュータ
９０から送られてきたデータレコードは、この対応表２
０１に従って、セクタに分割され、図１の同じシリンダ
内の異なるディスク２０ａ〜２０ｃ上の同じセクタ位置
に格納される。これらのセクタをデータセクタという。
図中の「ｐ０」は、論理ブロックアドレス「０」〜
「２」の３つのセクタの排他的論理和をとって生成され
るパリティであり、それらと同じシリンダ内の異なる図
１のディスク２０ｄ上の同じセクタ位置に格納される。
これをパリティセクタという。

【００２０】図１のプロセッサ６１は、４バイトの２つ
の整数の排他的論理和を計算する機械命令を有し、上述
の複数のセクタの排他的論理和はその繰り返しで求め
る。尚、排他的論理和以外でも、データから、パリティ
に代表される冗長データを生成することもできる。ま
た、データからパリティに代表される冗長データを生成
するために、専用の回路を設けることもできる。ここ
で、パリテイセクタと、それを生成したデータセクタと
の集合をパリティグループと呼ぶ。そして、「ｐ０」と
「０」〜「２」は、１つのパリティグループに属する。
また、「ｐ１」と「３」〜「５」は、１つのパリティグ
ループに属するが、「ｐ０」の属するパリティグループ
とは別である。以下、同じパリティグループに属するセ
クタを縦１列のセクタと呼ぶ。

【００２１】次に、図３のフローチャートを参照して、
図１におけるホストコンピュータ９０からのリード要求
に対する図１のディスク装置１０の動作を説明する。図
３は、図１におけるディスク装置の本発明に係わるリー
ド処理動作の一具体例を示すフローチャートである。図
１のディスク制御部６０におけるホストインタフェース
６５は、図１のホストコンピュータ９０からのリードコ
マンドを受ける（ステップ１０５）。リードコマンドに
は、目的の論理ブロックアドレスと、転送長が指定され
る。論理ブロックアドレスは「４」、転送長は「５」セ
クタとして以下の説明を続ける。コマンドで指定された
論理ブロックアドレスに対応する物理ブロックアドレス
を図２に示す対応表２０１に従って求める（ステップ１
０６）。論理ブロックアドレス「４」のセクタのヘッド
番号は「１」、シリンダ番号は「０」、セクタ番号は
「１」である。図１のヘッド４０ａ〜４０ｄをシリンダ
「０」へシークする（ステップ１１０）。ヘッド番号
「１」のヘッドでセクタのｉｄ部を読みながら、目的の
セクタ番号「１」のセクタが現れるまで回転待ちをする
（ステップ１２０）。

【００２２】目的セクタが現れたら、図１の４個のヘッ
ド４０ａ〜４０ｄで、同時にそれぞれ１セクタを読み込
んで、図１のリード／ライト回路５５ａ〜５５ｄを経
て、図１のデータ用バッファ７０ａ〜７０ｃおよびパリ
ティ用バッファ８０に入れる（ステップ１３０）。３個
のデータセクタのうち、障害のため読めないものが１つ
あれば（ステップ１４０）、パリティおよび同じパリテ
ィグループ内の他のデータにより、障害データを回復し
て、データ用バッファに入れる（ステップ１５０）。仮
に、論理ブロックアドレス「５」のセクタが障害の場
合、論理ブロックアドレス「３」、「４」のデータセク
タと、「ｐ１」のパリティセクタの３つのデータの排他
的論理和をとれば、論理ブロックアドレス「５」のデー
タセクタを回復できる。２つ以上のデータセクタが障害
のため読めない場合、あるいはデータセクタが１つ以上
と、パリティセクタ１つが読めない場合は（ステップ１
６０）、図１のホストコンピュータ９０に、コマンドの
エラーを通知して（ステップ１６２）、リードコマンド
処理を終了する。４つのセクタが全て正常に読み込めた
時に、データの排他的論理和をとってパリティと比較
し、一致しない時には、図１のホストコンピュータ９０
にエラーを通知するというチェックを行うこともでき
る。そうすることにより、データの信頼性が高まる。

【００２３】次に、図１のデータ用バッファ７０ａ〜７
０ｃから、図１のホストコンピュータ９０に、縦１列の
セクタのうちで、図１のホストコンピュータ９０がリー
ドコマンドで要求した範囲のデータセクタを転送する
（ステップ１７０）。この場合、図１のデータ用バッフ
ァ７０ａ〜７０ｃには、論理ブロックアドレス「３」の
セクタも読み込まれているが、これは転送する必要はな
いため、論理ブロックアドレス「４」と「５」の２セク
タを転送する。コマンドで指定された転送長のデータの
転送が終了したかを調べる（ステップ１８０）。まだで
あれば、次の縦１列のセクタを読み、処理を続ける。
尚、後続セクタの読み込みにおいて、シークあるいは回
転待ちが必要になれば行う。

【００２４】この例では、簡単のために、この後続セク
タの読み込みと、ステップ１５０のデータ回復、およ
び、ステップ１７０の図１のホストコンピュータ９０へ
の転送とは時間的に重複せず、順に行われるように記述
した。しかし、ＤＭＡ（ダイレクトメモリアクセス）を
使用したり、図１のプロセッサ６１を複数登載して、こ
れらの処理を並列に行うことは可能である。その時に
は、図１のデータ用バッファ７０ａ〜７０ｃとパリティ
用バッファ８０は、本例で示した１セクタではなく、も
っと大きな容量が必要である。さらに、図１のディスク
２０ａ〜２０ｄからデータを読み込んだが、図１のホス
トコンピュータ９０への転送がまだ完了していないなど
のバッファ状態の管理と、バッファアクセスのための排
他制御が必要である。処理方式をそのように改善すれ
ば、ある縦１列のセクタを、図１のデータ用バッファ７
０ａ〜７０ｃからホストコンピュータ９０に転送してい
る間に、後続の次の縦１列のセクタを、ディスク２０ａ
〜２０ｄからデータ用バッファ７０ａ〜７０ｃの別の領
域に読み込むことができ、ディスク装置の応答時間ない
しスループットが向上する。以上で、図１のホストコン
ピュータ９０からのリード要求に対する処理動作の説明
を終り、次に、図１のホストコンピュータ９０からのラ
イト要求に対する処理動作の説明を行なう。

【００２５】図４は、図１におけるディスク装置の本発
明に係わるライト動作の一具体例を示すフローチャート
である。図１のディスク制御部６０のホストインタフェ
ース６５は、図１のホストコンピュータ９０からライト
コマンドを受ける（ステップ２１０）。ライトコマンド
には、書き込むべきデータの論理ブロックアドレスと、
転送長が指定される。論理ブロックアドレスは「４」、
転送長は「５」セクタとして以下の説明を続ける。コマ
ンドで指定された論理ブロックアドレスに対応する物理
ブロックアドレスを、図２に示す対応表２０１に従って
求める（ステップ２２０）。論理ブロックアドレス
「４」のセクタのヘッド番号は「１」、シリンダ番号は
「０」、セクタ番号は「１」である。書き込むべきデー
タがヘッド番号「０」のセクタから始まっていない場合
は（ステップ２３０）、そのデータセクタを含む縦１列
のセクタのうち、パリティセクタを除いたもの、この場
合、論理ブロックアドレス「３」〜「４」のデータセク
タを、リード処理で示した手続きに従って、図１のデー
タ用バッファ７０ａ〜７０ｃへ読み込む（ステップ２３
２、２３４、２４０）。これは、パリティを生成するた
めの縦１列のデータセクタをそろえるためである。

【００２６】書き込むべきデータレコードの先頭から、
縦１列のセクタ分、ここでの場合、論理ブロックアドレ
ス「４」と「５」の２セクタを、図１のホストコンピュ
ータ９０からデータ用バッファ７０ａ〜７０ｃへ受ける
（ステップ２５０）。この時、データレコードの開始論
理ブロックアドレスに対応したヘッドのデータ用バッフ
ァから順に格納する。パリティを生成し、図１のパリテ
ィ用バッファ８０に入れる（ステップ２６０）。ステッ
プ２２０で求めた物理ブロックアドレス、シリンダ
「０」へシークする（ステップ２７０）。目的のセクタ
番号「１」を持つセクタの回転待ちをする（ステップ２
８０）。図１の４個のヘッド４０ａ〜４０ｄで同時に、
図１のデータ用バッファ７０ａ〜７０ｃとパリティ用バ
ッファ８０から、図１のリード／ライト回路５５ａ〜５
５ｄを介して、図１のディスク２０ａ〜２０ｄに、それ
ぞれ１セクタの書き込みを行う（ステップ２９０）。コ
マンドで指定された転送長のデータの転送が終了したか
を調べる（ステップ２９５）。まだならば、後続の縦１
列のセクタを、図１のホストコンピュータ９０から転送
して、処理を続ける。尚、後続セクタの書き込みにおい
てシークあるいは回転待ちが必要になれば行う。

【００２７】上述の例では簡単のため、この後続セクタ
の図１のホストコンピュータ９０からの転送と、ステッ
プ２６０のパリティ生成、および、ステップ２９０にお
ける図１のディスク２０ａ〜２０ｄへの書き込みとは時
間的に重複せず、順に行われるように記述した。これを
並列に処理することが可能であることは、リード処理で
の説明と同じである。上述の例では、同じパリティグル
ープに属するセクタは、図１のディスク２０ａ〜２０ｄ
上の同じ回転位置に格納され、即ち、同じセクタ番号を
有するとしたが、図１のディスク２０ａ〜２０ｄ間で、
これらセクタの回転位置をずらして格納することも可能
である。以上で、ライト処理動作の説明を終る。

【００２８】以上に述べたように、第１の実施例では、
図１のホストコンピュータ９０から転送されたデータレ
コードは、分割されて図１のディスク２０ａ〜２０ｃに
格納される。さらに、パリティが生成されて、図１のデ
ィスク２０ｄに格納される。これらのデータとパリティ
は、同一シリンダに格納され、同時に読み書きが可能で
ある。このようにして、図１におけるディスク装置１０
は、パリティの存在により高信頼性を持ちながらも、デ
ータレコードの分割と同時アクセスにより、高いスルー
プットを持つ。

【００２９】尚、上述の第１の実施例では、データレコ
ードは、セクタに分割されて各ディスクに格納された
が、これを従来技術で説明した（ｂ）のバイト単位配置
にならって、１バイトごとに分割して各ディスクに格納
することもできる。つまり、データレコードの最初の１
バイトは、ヘッド番号「０」のディスクに、次の１バイ
トはヘッド番号１のディスクに、次の１バイトはヘッド
番号「２」のディスクに格納し、これら３バイトの排他
的論理和をとって生成した１バイトのパリティを、ヘッ
ド番号「３」のディスクに格納する。このように、デー
タレコードを１バイトごとに分割した場合には、ステッ
プ２３０から２４０の、パリティを生成するための縦１
列のデータをそろえるためのディスクからのデータ読み
込みは必要なくなる。ただし、図１のホストコンピュー
タ９０から転送されるデータレコード長は、データを格
納するディスクの数の整数倍でなくてはいけない。以上
で、第１の実施例の説明を終る。

【００３０】次に、本発明の第２の実施例を図５〜図９
を用いて説明する。図５は、本発明のディスク装置の本
発明に係わる構成の第２の実施例を示すブロック図であ
る。本第２の実施例のディスク装置３１０の構成要素の
多くは、図１における第１の実施例のディスク装置１０
と同じであるため、異なる点についてのみ、以下に説明
する。ディスク装置３１０は、図１のディスク装置１０
と以下の点が異なる。（ｉ）ディスク装置３１０のデータ用バッファ３７０ａ
〜３７０ｃとパリティ用バッファ３８０の容量は、１セ
クタではなく１０トラックである。（ii）ディスク装置３１０では、ヘッド４０ａ〜４０
ｄ、および、リード／ライト回路５５ａ〜５５ｄは、一
度には２つしか動作しない。（iii）ディスク装置３１０のメモリ３６３には、バッ
ファ管理テーブル３３０ａ〜３３０ｄが格納されてい
る。ディスク装置３１０は、データの配置の仕方が、図１の
ディスク装置１０と大きく異なる。ディスク装置３１０
において、ホストコンピュータ９０とのリード／ライト
単位であるデータレコードは、分割されることなくその
ままの大きさで、ディスク２０ａ〜２０ｄのいずれかに
格納される。従来の技術における（ａ）のレコード単位
配置、すなわち、「ＲＡＩＤ４」に近い格納形式であ
る。

【００３１】データ用バッファ３７０ａ〜３７０ｃとパ
リティ用バッファ３８０は、いずれも１０トラックの容
量を持ち、最も最近にアクセスされたトラックのデータ
を格納する。バッファ管理テーブル３３０ａ〜３３０ｄ
は、メモリ３６３内に４つのディスク２０ａ〜２０ｄに
対応して４つあり、それぞれのディスク２０ａ〜２０ｄ
に対応したデータ用バッファ３７０ａ〜３７０ｃとパリ
ティ用バッファ３８０中に現在あるトラックの番号を有
する。さらに、データ用バッファ３７０ａ〜３７０ｃと
パリティ用バッファ３８０に、トラックが部分的にしか
読み込まれていない時には、有効なデータのバッファ内
の開始セクタ番号と終了セクタ番号を有する。

【００３２】ホストコンピュータ９０からのリード／ラ
イト要求を実行するために必要なデータレコード、また
は、パリティレコードを含むトラックがバッファに存在
し、さらに、必要なデータレコードまたはパリティレコ
ードに対応する部分に有効なデータがある場合をキャッ
シュヒット、ない場合をキャッシュミスという。ホスト
コンピュータ９０のライト要求は、新データレコード
が、ディスク２０ａ〜２０ｄと、データ用バッファ３７
０ａ〜３７０ｃおよびパリティ用バッファ３８０の両方
に書き込まれるまで完了しない。このため、データ用バ
ッファ３７０ａ〜３７０ｃおよびパリティ用バッファ３
８０上のデータと、ディスク２０ａ〜２０ｄ上のデータ
とは、常に同一である。これを、ライトスルー方式のキ
ャッシュという。バッファ管理テーブル３３０ａ〜３３
０ｄは、各トラックが最後にアクセスされた時刻を有す
る。データ用バッファ３７０ａ〜３７０ｃおよびパリテ
ィ用バッファ３８０上に新しいデータレコードやパリテ
ィレコードを格納する時には、もっとも古いトラックの
データを上書きして、そのバッファを使う。これを、Ｌ
ＲＵ（最長不使用法）のバッファ置換アルゴリズムとい
う。

【００３３】図６は、図５におけるディスク制御部がデ
ィスクへのアクセス時に用いる情報が登録されている対
応表の構成の一具体例を示す説明図である。本例の対応
表６０１は、図５のディスク装置３１０における論理ブ
ロックアドレスと、物理ブロックアドレスとの対応を示
す。ここで、１トラック内のセクタ数は「１００」とし
た。図２の対応表２０１と比較してわかるように、図５
のディスク装置３１０においては、論理ブロックアドレ
スは、同一シリンダ、および、同一ディスクの中では、
セクタ番号の増加に従って、単調に１つずつ増加する。
これは、図５のホストコンピュータ９０から渡されたデ
ータレコードが、図５のディスク２０ａ〜２０ｄ間で分
割されずに格納されることを示す。図５における第２の
実施例のディスク装置３１０のリード処理とライト処理
について、以下に説明する。

【００３４】図７は、図５におけるディスク装置の本発
明に係わるリード処理動作の一具体例を示すフローチャ
ートである。本例は、図５のホストコンピュータ９０か
らのリード要求に対する図５のディスク装置３１０の動
作を示すものである。図５におけるディスク制御部３６
０のホストインタフェース６５は、図５のホストコンピ
ュータ９０からのリードコマンドを受ける（ステップ４
０５）。リードコマンドには、目的の論理ブロックアド
レスと、転送長が指定される。論理ブロックアドレスは
「１０１」、転送長は「５」セクタとして以下の説明を
続ける。コマンドで指定された論理ブロックアドレスに
対応する物理ブロックアドレスを、図６の対応表６０１
に従って求める（ステップ４１０）。論理ブロックアド
レス「１０１」のセクタのヘッド番号は「１」、シリン
ダ番号は「０」、セクタ番号は「１」である。ヘッド番
号「１」の図５におけるバッファ管理テーブル３３０ｂ
を見て、シリンダ番号「０」のトラックが、図５のデー
タ用バッファ３７０ｂにあるか、さらに、セクタ番号
「１」から５セクタ分のデータがあるかを調べる（ステ
ップ４１５）。ある、即ちキャッシュヒットならば、図
５のデータ用バッファ３７０ｂからホストコンピュータ
９０へ、リードコマンドで指定されたデータレコードを
転送する（ステップ４４０）。

【００３５】ステップ４１５において、キャッシュミス
ならば、図５のヘッド４０ａ〜４０ｄをシリンダ「０」
へシークする（ステップ４２０）。ヘッド番号「１」の
図５のヘッド４０ｂでセクタのｉｄ部を読みながら、目
的のセクタ番号「１」のセクタが現れるまで回転待ちを
する（ステップ４２５）。目的セクタが現れたならば、
ヘッド番号「１」の図５のヘッド４０ｂで、目的データ
レコードを、また、ヘッド番号「３」の図５のヘッド４
０ｄでそれに対応するパリティレコードを、同時にそれ
ぞれ５セクタ読み込んで、図５のリード／ライト回路５
５ｂ、５５ｄを経て、図５のデータ用バッファ３７０
ｂ、および、パリティ用バッファ３８０に入れる（ステ
ップ４２７）。この時、リードコマンドで指定された転
送長以上のセクタ、例えば、トラック全体を読み込んで
バッファに格納しておいても良い。

【００３６】読み込みが成功したならば（ステップ４３
０）、図５のバッファ管理テーブル３３０ｂ、３３０ｄ
に、今読み込んだトラック番号「０」と、セクタ番号
「１」〜「５」を記録する（ステップ４３５）。目的デ
ータレコードをホストコンピュータに転送して（ステッ
プ４４０）、処理を終了する。目的データレコードの読
み込みに失敗したならば、対応するパリティレコードの
読み込みは成功したかを調べる（ステップ４５０）。失
敗していれば、ホストコンピュータにエラーを通知して
（ステップ４６５）、処理を終了する。パリティレコー
ドが読めていれば、パリティグループ内のデータレコー
ドを全て読んで、後述の図８で示すように、目的のデー
タレコードを回復する（ステップ４５５）。回復できれ
ば（ステップ４６０）、回復した目的データレコード
を、図５のデータ用バッファ３７０ｂに格納して、図５
のバッファ管理テーブル３３０ｂ、３３０ｄにトラック
番号「０」と、セクタ番号「１」〜「５」を記録する
（ステップ４３５）。回復できなければ、ホストコンピ
ュータにエラーを通知して（ステップ４６５）、処理を
終了する。

【００３７】図８は、図５におけるディスク装置の本発
明に係わるデータ回復処理動作の一具体例を示すフロー
チャートである。本例は、図７のステップ４５５におけ
るデータ回復処理を示すのもであり、このデータ回復処
理は、回復対象データレコードの物理ブロックアドレス
と長さを指定して呼ばれる。そのデータレコードと同じ
パリティグループに属する全てのデータレコードについ
て、以下のステップ６００〜６５０を繰り返す。データ
レコードがキャッシュヒットしていれば（ステップ６０
０）、本関数呼出し元が以前に読んだパリティレコード
と、そのデータレコードの排他的論理和を取り、その結
果を、図５のメモリ３６３内の作業用領域に格納する
（ステップ６５０）。キャッシュミスの場合、目的デー
タレコードがあるヘッドで、目的セクタ「１」の回転待
ちをする（ステップ６１０）。本関数が呼ばれる時のヘ
ッド位置は、回復対象データレコードの格納されている
シリンダにあるため、目的データレコードを読みこむた
めのシークは必要ない。目的セクタが現れたならば、そ
こから５セクタ分、データ用バッファに読みこむ（ステ
ップ６２０）。

【００３８】読み込みが成功した場合（ステップ６３
０）、そのヘッドに対応したバッファ管理テーブルに、
今読み込んだトラック番号「０」と、セクタ番号「１」
から「５」を記録する（ステップ６４０）。読み込みに
失敗した場合（ステップ６３０）、エラーを、本関数呼
出し元に返して終了する（ステップ６８０）。今読み込
んだデータレコードと、作業領域に回復中の回復対象デ
ータレコードの排他的論理和をとって、作業領域中の回
復対象データレコードを置き換える（ステップ６５
０）。パリティグループの全てのデータレコードについ
て排他的論理和を取り終ったならば（ステップ６６
０）、正常終了する（ステップ６７０）。尚、ここで
は、１データレコードずつ読み込みを行っているが、２
つのヘッドで同時にデータレコードを読み込んでも良
い。

【００３９】図９は、図５におけるディスク装置の本発
明に係わるライト処理動作の一具体例を示すフローチャ
ートである。本例は、図５のホストコンピュータ９０か
らのライト要求に対する図５のディスク装置３１０の動
作を示すものである。図５のディスク制御部３６０のホ
ストインタフェース６５は、図５のホストコンピュータ
９０からのライトコマンドを受ける（ステップ５０
５）。ライトコマンドには、目的の論理ブロックアドレ
スと、転送長が指定される。論理ブロックアドレスは
「１０１」、転送長は「５」セクタとして以下の説明を
続ける。コマンドで指定された論理ブロックアドレスに
対応する物理ブロックアドレスを図６の対応表６０１に
従って求める（ステップ５１０）。論理ブロックアドレ
ス「１０１」のセクタのヘッド番号は「１」、シリンダ
番号は「０」、セクタ番号は「１」である。

【００４０】図５のホストコンピュータ９０から、図５
のメモリ３６３の作業領域に、ライト対象のデータレコ
ードを転送する（ステップ５１５）。まず、パリティグ
ループ内の全データレコードからパリティを生成するこ
とが効率的であるか否かを調べる。ライト対象データレ
コードと同じパリティグループに属する他のデータレコ
ードが、キャッシュにあるかどうかを見る（ステップ５
２０）。ここでの場合、ヘッド番号「０」と「２」の図
５のバッファ管理テーブル３３０ａ、３３０ｃを見て、
シリンダ番号「０」のトラックがデータ用バッファ３７
０ａ、３７０ｃにあるか、さらに、セクタ番号「１」か
ら５セクタ分のデータがあるか調べる。それぞれがあれ
ば、即ちヘッド番号「０」と「２」の両方のバッファに
おいてキャッシュヒットならば、パリティ生成をする
（ステップ５２５）。尚、パリティ生成については、後
で説明する。

【００４１】キャッシュミスならば、パリティの生成
を、更新前データレコードと更新前パリティから行うこ
とを試みる。ライト対象のデータレコードおよびそれに
対応するパリティレコードがキャッシュにあるかを見る
（ステップ５５０）。ここでは、ヘッド番号「１」と
「３」の図５のバッファ管理テーブル３３０ｂ、３３０
ｄを見て、シリンダ番号「０」のトラックが、図５のデ
ータ用バッファ３７０ｂ、３７０ｄにあるか、さらに、
セクタ番号「１」から５セクタ分のデータがあるかを調
べる。もし、それぞれがあれば、即ちヘッド番号「１」
と「３」の両方のバッファにおいてキャッシュヒットな
らば、パリティ生成をする（ステップ５２５）。しか
し、キャッシュミスならば、パリティを生成するため
に、ライト対象のデータレコード、および、それに対応
するパリティレコードのそれぞれの更新前の値を、図５
のディスク２０ｂ、２０ｄから読みこむ必要がある。こ
のため、図５のヘッド４０ｂ、４０ｄを、シリンダへシ
ークする（ステップ５５５）。ヘッド番号「１」の図５
のヘッド４０ｂでセクタのｉｄ部を読みながら、目的の
セクタ番号「１」のセクタが現れるまで、回転待ちをす
る（ステップ５６０）。

【００４２】目的セクタが現れたならば、ヘッド番号
「１」の図５のヘッド４０ｂで目的データレコードを、
ヘッド番号「３」の図５のヘッド４０ｄでそれに対応す
るパリティレコードを、同時に、それぞれ５セクタ読み
込んで、図５のリード／ライト回路５５ｂ、５５ｄを経
て、図５のデータ用バッファ３７０ｂ、および、パリテ
ィ用バッファ３８０に入れる（ステップ５６５）。この
時、リードコマンドで指定された転送長以上のセクタ、
例えば、トラック全体を読み込んで、バッファに格納し
ておいても良い。読み込みが成功したならば（ステップ
５７０）、図５のバッファ管理テーブル３３０ａ、３３
０ｄに、今読み込んだトラック番号「０」と、セクタ番
号「１」〜「５」を記録して（ステップ５７２）、パリ
ティ生成を行なう（ステップ５２５）。

【００４３】目的データレコード、あるいは、パリティ
レコードの読み込みに失敗したならば、パリティグルー
プ内の全データレコードからパリティを生成する方式に
切り替える。このため、ライト対象のデータレコードと
同じパリティグループに属する他のデータレコードを、
ディスクから読みこむ必要がある。この処理は上述の目
的データレコードの読み込みと同様であるので、以下、
ステップ５７５〜５９０の説明は簡単に行う。すなわ
ち、ヘッドは既に目的シリンダに位置づいているはずな
ので、シーク動作は不要である。ヘッド番号「０」番の
図５のヘッド４０ａで回転待ちをし（ステップ５７
５）、目的セクタが現れたならば、ヘッド番号「０」と
「２」番の図５のヘッド４０ａ、４０ｃで、同時にデー
タレコードを読み込み、図５のリード／ライト回路５５
ａ、５５ｃを経て、図５のデータ用バッファ３７０ａ、
３７０ｃに入れる（ステップ５８０）。読み込みに成功
したならば（ステップ５８５）、図５のバッファ管理テ
ーブル３３０ａ、３３０ｃに、トラック番号やその他を
記録する（ステップ５８７）。失敗したならば、ホスト
コンピュータにエラーを通知して（ステップ５９０）、
処理を終了する。

【００４４】以下に、パリティ生成後の処理（ステップ
５２５〜５４０）の説明を行なう。ステップ５２５の処
理に到着した時、更新後データレコードは、図５のメモ
リ３６３内の作業領域にあり、その他に（Ａ）更新前の
目的データレコードとパリティレコード、あるいは、
（Ｂ）目的データレコードと同じパリティグループに属
する他のデータレコードのいずれかが、図５のデータ用
バッファ３７０ａ〜３７０ｃおよびパリティ用バッファ
３８０にあるはずである。（Ａ）の場合も（Ｂ）の場合
も、パリティ生成は、上述の３つのデータレコードの排
他的論理和をとって、その結果を現在のパリティレコー
ドと置き換えて、図５のパリティ用バッファ３８０に格
納することである（ステップ５２５）。更新後データレ
コードと新パリティレコードをディスクに書き込むため
に、シークして（ステップ５３０）、回転待ちをし（ス
テップ５３５）、ディスクへの書き込みを行う（ステッ
プ５４０）。すなわち、ヘッド番号「１」のヘッドで更
新後データレコードを、ヘッド番号「３」のヘッドで新
パリティレコードを、同時に、データレコード長だけ、
図５のディスク２０ｂ、２０ｄに書き込み、ライトコマ
ンドの処理を終了する。

【００４５】このように、図５〜９を用いて説明したよ
うに、本第２の実施例のディスク装置では、データレコ
ードは分割されずにいずれかのディスクに格納される。
データレコードとパリティレコードは、同じシリンダ上
に格納され、２つのヘッドで同時に読み書きされる。ま
た、図５におけるデータ用バッファ３７０ａ〜３７０ｃ
とパリティ用バッファ３８０で、最近アクセスしたデー
タおよびパリティを保持し、このバッファにより、ディ
スクの機械的なシークおよび回転待ち動作なしに、デー
タレコードの処理が行える場合があるために、ディスク
装置の性能が向上する。

【００４６】以上、図１〜９を用いて説明したように、
本第１、第２の実施例のディスク装置では、データと冗
長データの読み書きの同期のための複雑な制御が不要と
なり、少ない部品点数と簡素な制御プログラムにより、
冗長データを持つ高信頼なディスク装置を容易に構成す
ることができる。また、データと冗長データの読み書き
の同期を、より正確、より高速に行うことができる。
尚、本発明は、図１〜図９を用いて説明した実施例に限
定されるものではなく、その要旨を逸脱しない範囲にお
いて種々変更可能である。例えば、上述の第１、第２の
実施例では、リード／ライト回路は、各ヘッドごとに、
合計４つあるとしたが、ヘッドと回路のスイッチング回
路を設けることにより、リード／ライト回路をヘッドの
数以下、例えば２つにすることもできる。また、データ
用バッファとパリティ用バッファは、各ヘッドごとに、
合計４つあるとしたが、それ以外の構成、例えば、１つ
のバッファにデータレコードとパリティレコードを格納
するという構成にすることもできる。

【００４７】

【発明の効果】本発明によれば、データと冗長データの
読み書きの同期のための複雑な制御が不要となり、少な
い部品点数と簡素な制御プログラムにより、冗長データ
を持つ高信頼なディスク装置を容易に構成することがで
き、かつ、データと冗長データの読み書きの同期を、よ
り正確に、また、より高速に行うことができ、ディスク
装置の高信頼化と低価格化、および、処理性能の向上が
可能である。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のディスク装置の本発明に係わる構成の
第１の実施例を示すブロック図である。

【図２】図１におけるディスク制御部がディスクへのア
クセス時に用いる情報が登録されている対応表の構成の
一具体例を示す説明図である。

【図３】図１におけるディスク装置の本発明に係わるリ
ード処理動作の一具体例を示すフローチャートである。

【図４】図１におけるディスク装置の本発明に係わるラ
イト動作の一具体例を示すフローチャートである。

【図５】本発明のディスク装置の本発明に係わる構成の
第２の実施例を示すブロック図である。

【図６】図５におけるディスク制御部がディスクへのア
クセス時に用いる情報が登録されている対応表の構成の
一具体例を示す説明図である。

【図７】図５におけるディスク装置の本発明に係わるリ
ード処理動作の一具体例を示すフローチャートである。

【図８】図５におけるディスク装置の本発明に係わるデ
ータ回復処理動作の一具体例を示すフローチャートであ
る。

【図９】図５におけるディスク装置の本発明に係わるラ
イト処理動作の一具体例を示すフローチャートである。

【符号の説明】

１０ディスク装置２０ａ〜２０ｄディスク２５シリンダ３０スピンドル４０ａ〜４０ｄヘッド５０アクチュエータ６０ディスク制御部６１プロセッサ６２ＲＯＭ６３メモリ６４バス６５ホストインタフェース７０ａ〜７０ｃデータ用バッファ８０パリティ用バッファ９０ホストコンピュータ２０１対応表３１０ディスク装置３３０ａ〜３３０ｄバッファ管理テーブル３６０ディスク制御部３６３メモリ３７０ａ〜３７０ｃデータ用バッファ３８０パリティ用バッファ６０１対応表

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者宮崎道生神奈川県小田原市国府津2880番地株式会社日立製作所ストレージシステム事業部内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】情報処理装置の読み書き対象となるデー
タを記憶する円盤形状のディスクと、複数の該ディスク
を同心軸上に固定して一括で回転させるスピンドルと、
上記複数のディスクのそれぞれに対応する複数のヘッド
を固定して一括でシーク動作させるアクチュエータとを
具備し、上記複数のディスクへのアクセスを同時に行な
うディスク装置において、ｎ枚の上記ディスクに、上記
情報処理装置から転送されるデータレコードを格納し、
該ｎ枚のディスク上のデータレコードから生成した該デ
ータレコードの誤り検出に用いる冗長データレコード
を、上記ｎ枚のディスク以外のｍ枚のディスクに格納す
るディスク制御手段を設けることを特徴とするディスク
装置。
【請求項２】請求項１に記載のディスク装置におい
て、上記ディスク制御手段は、上記冗長データレコード
を、上記ｎ枚のディスク上の各データレコードの格納位
置と同じヘッドの固定位置で、上記ｍ枚のディスクに格
納することを特徴とするディスク装置。
【請求項３】請求項１、もしくは、請求項２のいずれ
かに記載のディスク装置において、上記複数のヘッド
を、上記アクチュエータに同一直線上に固定して設ける
ことを特徴とするディスク装置。
【請求項４】請求項１から請求項３のいずれかに記載
のディスク装置において、上記ディスク制御手段は、上
記情報処理装置からライト要求と共に転送されてきたデ
ータレコードをｎ個に分割し、該ｎ個の分割データを上
記ｎ枚のディスクへ、該ｎ個の分割データから生成した
ｍ個の冗長データを上記ｍ枚のディスクへ格納すること
を特徴とするディスク装置。
【請求項５】請求項４に記載のディスク装置におい
て、上記ディスク制御手段は、上記情報処理装置からの
リード要求に応答して、上記ｎ枚のディスク上のｎ個の
分割データと、上記ｍ枚のディスク上のｍ個の冗長デー
タを同時に読み出し、該読み出したｎ個の分割データを
用いて生成したｍ個の新たな冗長データと上記読み出し
たｍ個の冗長データとが、それぞれ一致する場合に、上
記ｎ枚のディスクから読み出したｎ個の分割データを統
合して、上記情報処理装置に転送することを特徴とする
ディスク装置。
【請求項６】請求項５に記載のディスク装置におい
て、上記ディスク制御手段は、上記ｍ個の冗長データの
読み出しと同時に行なわれた上記ｎ枚のディスクからの
読み出しに失敗した上記分割データの数がｍ個以下であ
れば、正常に読みだされた分割データとｍ個の冗長デー
タに基づき、上記読み出しに失敗した各々の分割データ
を生成することを特徴とするディスク装置。
【請求項７】請求項１から請求項３のいずれかに記載
のディスク装置において、上記ディスク制御手段は、上
記情報処理装置からのライト要求に応答して、該ライト
先に格納されている更新前データレコードと、該更新前
データレコードに対応して生成したｍ個の冗長データレ
コードとを同時に読み出し、該読み出した更新前データ
レコードと冗長データレコード、および、上記ライト要
求と共に転送されてきたデータレコードとを用いて、新
たな冗長データレコードを生成し、該新たな冗長データ
レコードと上記転送されてきたデータレコードを、上記
ディスクに同時に格納することを特徴とするディスク装
置。
【請求項８】請求項１から請求項３のいずれかに記載
のディスク装置において、上記ディスク制御手段は、上
記情報処理装置から、上記複数のヘッドにより同時にア
クセス可能なｎ個以上のデータレコードが連続して転送
される場合には、ｎ個のデータレコードと、該ｎ個のデ
ータレコードから生成したｍ個の冗長データレコードと
を、同時に上記ディスクに格納し、上記ｎ個に満たない
残りのｋ個のデータレコードと、上記ディスク上から読
み出した上記ｋ個のデータレコードと同時にアクセス可
能なｎ−ｋ個のデータレコードとから、ｍ個の冗長デー
タレコードを生成し、該ｍ個の冗長データレコードと、
上記処理装置から転送されてきたｋ個のデータレコード
とを、同時に上記ディスクに格納することを特徴とする
ディスク装置。
【請求項９】請求項７、もしくは、請求項８のいずれ
かに記載のディスク装置において、上記ディスク制御手
段は、上記情報処理装置からのリード要求に応答して、
該リード要求の対象となるデータレコードに対応して生
成した冗長データレコードと、該冗長データレコードの
生成に用いた全てのデータレコードとを、上記ｎ枚のデ
ィスクとｍ枚のディスクから同時に読み出し、該読み出
した全てのデータレコードを用いて生成した新たな冗長
データレコードと、上記読み出した冗長データレコード
とが一致する場合に、上記読み出したリード要求の対象
となるデータレコードを、上記情報処理装置に転送する
ことを特徴とするディスク装置。
【請求項１０】請求項１から請求項９のいずれかに記
載のディスク装置において、上記ディスク制御手段と上
記複数のディスク間で転送されるデータを一時記憶する
バッファ記憶手段を、上記複数のディスク毎に設け、上
記ディスク制御手段は、該バッファ記憶手段を介して、
上記複数のディスクからのデータの同時読み出し、およ
び、上記複数のディスクへのデータの同時書き込みを行
なうことを特徴とするディスク装置。
【請求項１１】請求項１０に記載のディスク装置にお
いて、上記ディスク制御手段は、上記情報処理装置から
のアクセス対象のデータが、上記複数のバッファ記憶手
段に記憶されているか否かを判定して、ディスクキャッ
シュ制御を行なうことを特徴とするディスク装置。
【請求項１２】請求項１１のディスク装置において、
上記バッファ記憶手段に、複数の上記データレコードお
よび冗長データレコードを記憶することを特徴とするデ
ィスク装置。