JPH0642193B2 - Ｄａｓｄアレイのための更新記録方法及び装置 - Google Patents

Ｄａｓｄアレイのための更新記録方法及び装置

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JPH0642193B2
JPH0642193B2 JP3199910A JP19991091A JPH0642193B2 JP H0642193 B2 JPH0642193 B2 JP H0642193B2 JP 3199910 A JP3199910 A JP 3199910A JP 19991091 A JP19991091 A JP 19991091A JP H0642193 B2 JPH0642193 B2 JP H0642193B2
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  • Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】この発明は、直接アクセス記憶装
置（ＤＡＳＤ）のアレイに関し、特にデータ・ブロック
の修正書き込み若しくは更新記録を行い、少なくともい
くつかのＤＡＳＤに分散し変更されたブロックを含むデ
ータ・ブロックのグループの明示的パリティを変更する
ときに必要なトラック回転数を少なくする方法及び手段
に関する。
【０００２】
【従来の技術及び発明が解決しようとする課題】高速コ
ンピュータはストレージ・サブシステムの一部としてＤ
ＡＳＤアレイを含む。アレイのアーキテクチャ、及びデ
ータの構成と分散は、動作性能、フォールト・トレラン
ス（耐障害性）、及びフォールトが発生した後のデータ
の再生速度に影響を与える。従来の技術では、アレイの
効率を高めると、アレイ操作の細かい調整が起動され
る。
【０００３】“ストレージ・サブシステム”は、そのＩ
／Ｏ境界に、ブロードバンドのデータ／制御パスを通し
てプロセサまたはプロセサ・アレイをつなぐ。サブシス
テムは、自体のデバイス・アダプタを通して個別にアク
セスされる単体のマルチトラック磁気データ循環記憶装
置（ＤＡＳＤ）、共通の制御ユニットで終端する数個の
ＤＡＳＤ（“ストリング”という）、またはＤＡＳＤア
レイ・コントローラ（ＤＡＣ）によって接続されたＤＡ
ＳＤアレイである。
【０００４】“ＤＡＳＤアレイ”は、論理的に関連づけ
られ、共通のモードまたは手段によって動作するＤＡＳ
Ｄの集合であり、同期をとって選択され操作されるＤＡ
ＳＤの集合を含む。これらのＤＡＳＤは、高速プロセサ
と外部記憶装置との間でデータが高速に交換される場合
に用いられる。所定のサイズで分けられたデータ（バイ
ト、ワード、ブロック）をシリアルからパラレルへマッ
プすることによってデータの高速転送が維持される。同
期動作の場合、Ｎ個のＤＡＳＤを同じ回転数（ＲＰＭ）
で回転させ、同じオフセット角を持たせ、同じ方法で同
時にアクセスする必要がある。この方法はデータの転送
速度を最大にするが、並行性（コンカレンシ）は最小に
なる。
【０００５】上記とは別のタイプのＤＡＳＤアレイは、
１個のＤＡＳＤの障害によって使用できなくなったデー
タは、障害の影響を受けなかったＤＡＳＤに格納された
パリティなどの冗長性によって復元できるという事実に
よって関連づけられたＤＡＳＤの集合より成る。このよ
うなアレイは必ずしも同期をとって動作させる必要はな
い。
【０００６】“アレイ”は、数学的には添え字つき変数
であり、添え字は、変数の各インスタンスの相対位置、
つまり論理トラック内の各ブロックの位置を示す。添え
字の要素はアレイの大きさも定義する。したがって、ア
レイＡ（ｉ、ｊ）は、相対位置が、閉じた２つの整数範
囲（１、１＜（ｉ、ｊ）＜Ｎ、Ｋ）にマップされる変数
“Ａ”を指定する。
【０００７】アレイの大きさは相互に排他的にすること
ができる。したがって、閉じた整数範囲１＜ｉ＜Ｎと１
＜ｊ＜Ｋによって表わされる大きさは、各々類似のデバ
イスと時間の順序づけ（インデクシング）を示し、Ｎと
Ｋは整数の上限になる。規約では、列のオーダは、ある
アレイの大きさを、行のオーダは別のアレイの大きさを
示す。その場合、ＮはＤＡＳＤの個数、Ｋは各ＤＡＳＤ
の各トラックのブロック数である。
【０００８】同期をとってアクセスされるＮ個のＤＡＳ
Ｄを物理的に配置したものがＤＡＳＤアレイになる。ス
トアとしてのアレイのフォーマット設定とその後のアク
セスは、行または列を基準にして連続した位置に値を挿
入していくことによって進行する。列の方向に操作を行
う場合、操作は“列主オーダ”で実行される。同様に行
の方向では、“行主オーダ”で操作が実行される。
【０００９】ストレージ・サブシステムはフォールトや
エラーに陥ることがある。このようなシステムを、シス
テム・フォールトが生じた直前のデータ整合（コンシス
テンシ）ポイントにまで回復する次のような方法があ
る。（１）既知のチェックポイントからトランザクショ
ン・ログを処理する、（２）ストレージ内容全体の２重
化とバックアップ切り替え、（３）専用コード及び格納
されたデータの一部だけを用いたデータの再構成、
【００１０】第１の方法は、ログをベースにした回復に
よるもので、イベント履歴の再生に重点を置いている。
しかし、終了までは現在の処理が禁止される。
【００１１】第２の方法は、ＤＡＳＤのすべての内容を
２重化する方法では、現在の操作を中断する必要はない
が、２重化（ミラーリングともいう）では、使用できな
くなったデータがわずかであっても、ストレージ資源／
コストがかなり大きくなる。
【００１２】データ・コードを用い、追加されるストレ
ージを最小にする第３の方法では、計算資源及び複雑な
ストレージ・モデルが必要である。“パリティ”と呼ば
れる専用データ・コードは、データとともにＤＡＳＤに
格納され、冗長である。“パリティ”は、この発明で
は、使用できない部分を回復する使用可能なデータの部
分とともに計算に用いられる冗長性と定義される。パリ
ティは、単純パリティ、ハミング符号、リードソロモン
符号、ＥＣＣ符号等を含むことができる。
【００１３】文献では、“フォールト・トレランス”と
“縮退モード”での動作が区別される。また“フォール
ト”、“エラー”、及び“消去”も区別される。“トレ
ランス”は、この発明では、システムの動作を継続する
ために、使用できないようにすることのできるＤＡＳＤ
の個数である。“縮退モード”はフォールト発生後のシ
ステムの継続動作をいう。“フォールト”は永続的障害
の発生である。“エラー”は、しばしばノイズによって
データ・シーケンスに生じる偽の値の発生または、ソフ
トウェアやハードウェアのランダムな障害や間欠的な障
害の発生である。また“消去”は、データ・シーケンス
内の１個以上の位置にデータが存在しないことをいう。
【００１４】James N. Grayは、“Notes on Database O
perating Systems”（Operating Systems - An Advance
d Course、copyright 1979 Springer Verlag)、393-481
ページで、履歴の再生にポインタを要するデータベース
とトランザクションの管理システムを、ログをベースに
回復することについて述べている。このシステムは、既
知の、前の整合ポイント（チェックポイント）までロー
ルバックさせる必要がある。ロールバックの後、ログに
よってトランザクションのリドゥが起動される。
【００１５】Pattersonらによる“A Case for Redundan
t Arrays of Inexpensive Disks（RAID）”（ACM SIGMO
D Conference、Chicago、IL、June 1-3、1988)、及びBr
adyらによる米国特許出願第５２８９９９号明細書（90
年5月24日出願）“Method and Means for Accessing DA
SD Arrays with Tuned Data Transfer Rate and Concur
rency”は、ストレージ管理レベルでの回復を扱ってい
る。
【００１６】Patterson らは、ＤＡＳＤアレイ上のデー
タの２重化または“ミラーリング”とパリティ・コード
化について述べている。この点に関して、Ｎ個のＤＡＳ
Ｄアレイに格納されたデータのミラーイングでは、少な
くとも２Ｎ個のＤＡＳＤが必要がある。Patterson、Bra
dy両者が指摘しているように、データの一部のパリティ
・コード化と、ストレージ更新ごとのアクセス回数の増
加を組み合わせれば、ＤＡＳＤは２Ｎ個よりも少なくな
る。
【００１７】Brady らはまた、Ｎ＊Ｋ個のデータとパリ
ティのブロック（各ＤＡＳＤの各トラックにブロックが
Ｋ個）の順次ファイルを、トラックが回転しているとき
に対応するコントローラを通してＮ個のＤＡＳＤを同期
をとってアクセスすることによって、２次元アレイ（１
つはスペース的大きさ、１つは一時的大きさ）にマップ
することについて述べている。
【００１８】パリティをコード化すると、格納されたデ
ータの一部を使うだけでデータを再生することができ
る。２重化で用いられる量と比べるとストレージが節約
され、ログ・ベースの回復に比べると時間も節約され
る。アップデート・ライトごとのアクセス回数の増加に
より、効率は低下する。フォールト・トレランスと回復
を補助するために、データとパリティのブロックを、同
じ論理ファイルから、接続されたＤＡＳＤに分散するこ
とに最初に言及したのはOuchiとClarkである。
【００１９】Ouchiによる米国特許第４０９２７３２号
明細書“System For Recovering Data Stored In A Fai
led Memory Unit”（1978年5月30日発行）は、同じ論理
ファイルからのデータ・ブロックを、障害について関連
性のないＮ−１個のＤＡＳＤストリングに分散し、Ｎ番
目のＤＡＳＤ上のパリティ・ブロックを回復することに
ついて述べている。Ouchi によると、パリティ・ブロッ
クは、他のＮ−１個のブロックの内容であるバイナリ・
コードのＸＯＲをとること（モジュロ２加算）である。
アクセスのできない１個のＤＡＳＤからの内容は、アク
セスのできる残りのＮ−２個のＤＡＳＤに格納されたブ
ロックでパリティ・ブロックのＸＯＲをとることによっ
て回復することができる。これと同じような結果は、パ
リティ・ブロックが使用できない場合に得られる。
【００２０】Clarkらによる米国特許第４７６１７８５
号明細書“Parity Spreading toEnhance Storage Acces
s”（1988年8月2日発行）は、特に縮退モードにおける
動作で１個のＤＡＳＤが欠けていることによって、すべ
てのパリティ・ブロックが使用できなくなるのを避ける
ために、パリティ・ブロックをＤＡＳＤに分散させるこ
とによってOuchi の特許に変更を加えている。この点、
Ouchi、Clarkの特許では、ＤＡＳＤ障害を１つまでは克
服でき、データを再生した後に動作を継続することがで
きる。
【００２１】Patterson は数種類のアレイ・アーキテク
チャについて述べている。データとＤＡＳＤの構成につ
いての説明と、それらを“レベル”に分類することは事
実上のトポロジとなっている。すなわち、与えられたア
レイがＲＡＩＤレベル１ないしレベル５とされる。
【００２２】Patterson のレベル１、２は、ＤＡＳＤの
ストリングに関係し、各々データ・ミラーイング（デー
タ２重化）とハミング符号を利用する。
【００２３】Patterson のレベル３は、Ｎ個のＤＡＳＤ
に対して読み出しと書き込みの動作が同期をとって行わ
れるレベルである。その場合、Ｎ−１個のＤＡＳＤはデ
ータを、１個のＤＡＳＤは他のデータＤＡＳＤに及ぶパ
リティを格納する。すなわちこのグループには１個のチ
ェック用ＤＡＳＤが与えられる。障害のあったＤＡＳＤ
の内容はOuchiの方法で再生することができる。Ouchiの
場合、論理レコードから物理トラックへのマッピング
と、ＤＡＳＤアレイへの列主オーダのアクセスが行わ
れ、大小いずれのアクセス要求にも対応する。
【００２４】レベル４では、小さい読み出し、書き込み
アクセスについて効率が高められる。これは、第１タイ
ム・スロット（ＤＡＳＤセクタ１）ではブロック１ない
しＮが各々ＤＡＳＤ１ないしＮに格納され、第２タイム
・スロット（ＤＡＳＤセクタ２）ではブロックＮ＋１な
いし２Ｎが格納されなど、列に沿ってブロックを格納す
ることによって達成される。Ｋ個目のタイム・スロット
（ＤＡＳＤセクタＫ）ではブロック［（Ｋ−１）］＊Ｎ
＋１ないしＫＮが対応するデバイスに格納される。
【００２５】Patterson の最後のレベル、レベル５で
は、データとパリティのブロックがすべてのＤＡＳＤア
レイに分散され、トランザクション処理に関わる小さい
読み出しと書き込み及び数値演算の多い処理に関わる大
きい読み出しと書き込みが促進される。
【００２６】ＲＡＩＤレベル３ないし５では、ＤＡＳＤ
アレイ１個に障害のあった場合に備えて別にＤＡＳＤを
少なくとも１個は使用することができる。この点につい
てはDunphyによる米国特許第４９１４６５６号明細書
“Disk Drive Memory” （1990年4月3日発行）が参考に
なろう。
【００２７】更新記録（書き込み） ＲＡＩＤタイプ４のＤＡＳＤアレイにおいて、あるファ
イルのブロックＤ１、Ｄ２、Ｄ３、及びＤ４は、任意の
順序で４個のＤＡＳＤに配置され、これらと対をなすパ
リティ・ブロックＰ１ないしＰ４が、パリティＤＡＳＤ
に書き込まれているとする。ブロック配置は表１のよう
になる。
【００２８】 ＤＡＳＤ１ Ｄ１ Ｄ２ Ｄ３ Ｄ４ ＤＡＳＤ２ Ｄ１ Ｄ２ Ｄ３ Ｄ４ ＤＡＳＤ３ Ｄ１ Ｄ２ Ｄ３ Ｄ４ ＤＡＳＤ４ Ｄ１ Ｄ２ Ｄ３ Ｄ４ ＤＡＳＤ５ Ｐ１ Ｐ２ Ｐ３ Ｐ４ 表１
【００２９】Ｐ１はＤＡＳＤ１ないしＤＡＳＤ４に対す
るＤ１のモジュロ２加算（ＸＯＲ）である。Ｐ２、Ｐ
３、及びＰ４は各々Ｄ２、Ｄ３、及びＤ４をカバーす
る。ＤＡＳＤ１に障害が発生した場合、その内容は、Ｄ
ＡＳＤ２ないしＤＡＳＤ５の内容のＸＯＲをとることに
よって、スペアＤＡＳＤ上で再生することができる。
【００３０】ストレージ・サブシステム（ＤＡＳＤアレ
イ・コントローラ）は、データ・ブロックの書き込み要
求を受け取るとき、整合性を保つために対応するパリテ
ィ・ブロックも更新しなければならない。Ｄ１に変更を
加える場合、次のように、Ｐ１の再計算が必要である。 新しいＰ１ ： ＝ （古いＤ１） ＸＯＲ （新しいＤ１） ＸＯＲ （古いＰ１）
【００３１】この場合、データ・ブロックを更新記録す
るために、４回のＤＡＳＤアレイ・アクセスが必要にな
る。すなわち（１）古いデータの読み出し、（２）古い
パリティの読み出し、（３）新しいデータの書き込み、
及び（４）新しいパリティの書き込みである。その場合
ストレージ・サブシステム（アレイ・コントローラ）
は、新しいデータとパリティを古いデータ及びパリティ
が存在するのと同じＤＡＳＤロケーションに書込み。こ
れを“所定位置への書き込む”という。
【００３２】ＤＡＳＤロケーションは、読み出された直
後にはディスク１回転離れたところにくることになる。
これまでのストレージ・サブシステムは、古いデータを
読み出してから新しいデータを書き込むまでのディスク
回転時間に、ＤＡＳＤと、プロセサからＤＡＳＤへのパ
スの両方を予約する。代表的なストレージ・サブシステ
ムでは、プロセサから３２個または６４個のＤＡＳＤア
レイへのパスが４つ設けられる。古いデータの読み出し
と更新記録との間でパスを予約すると、パスの並行性
（コンカレンシ）がかなり抑えられる。ただし、更新記
録が試行されるときにパスは使用できないとも言える。
【００３３】この発明の目的は、ＲＡＩＤタイプ４また
は５のＤＡＳＤアレイで形成され、情報が、データとパ
リティのブロックとして格納され、明示的なパリティ・
グループの中に配置されたストレージ・サブシステムの
使用率を高めることにある。
【００３４】この発明の目的には、データ・ブロックを
更新記録し、変更されてＤＡＳＤアレイ内の少なくとも
いくつかのＤＡＳＤに分散されたデータ・ブロックを含
むデータ・ブロックのグループの明示的パリティに変更
を加えるのに必要なトラック回転数を少なくする方法を
提供することも含まれる。
【００３５】この発明の目的には、データ・パスの占有
率と並行性の両方をストレージ・サブシステムを通して
最適化することも含まれる。
【００３６】
【課題を解決するための手段】上記の目的は、ＤＡＳＤ
ディスク・スペースを利用して、パリティまたはデータ
または両方をブロック、トラック、またはシリンダのレ
ベルでシャドー・ライトする方法によって達成される。
所定位置への書き込みではなくシャドー・ライトを行う
ことによって、スピードが上がるとともに、容量に余裕
のあるアレイを管理することによって、シャドー・ライ
トを行うときに空きブロックをほぼ即座に広げる可能性
が高まる。この方法の変形としては、（１）ダブル・パ
リティ方式、（２）浮動パリティ・トラック方式、
（３）浮動データ／パリティ・トラック方式、及び
（４）浮動データ／パリティ・ブロック方式がある。
【００３７】ダブル・パリティ方式では、障害について
関連性のないＮ−２個の異なるＤＡＳＤからの、アクセ
スされたディスク・トラックＮ−２個と、別のＤＡＳＤ
からのパリティ・トラック２個を想定する。この方式で
は、各ＤＡＳＤトラックがトラック当たりＫ個のブロッ
クをサポートする。各パリティ・トラックは、Ｎ−２個
のデータ・ブロックで定義されたＫ個のパリティ・ブロ
ックを列主オーダで格納する。また、２Ｋ個のパリティ
・ブロック（パリティ・トラック当たりＫ個）が置か
れ、そのうち一度に用いられるのはＫ個だけであり、Ｋ
個は空き状態である。
【００３８】この方式では、最初に古いブロックと古い
パリティをトラック１回転で読み出すことによって更新
記録が行われる。次に、新しいパリティ（データ・ブロ
ックとパリティ・グループの古い値と新しいデータ・ブ
ロック値のＸＯＲ）が計算される。データ・ブロックを
含むＤＡＳＤの２回目の回転のとき、新しいデータ・ブ
ロックが所定位置に書き込まれる。新しいパリティ値
は、パリティ・トラック上の、テーブルで制御される最
初に使用可能な空きスペースにシャドー・ライトされ
る。最後に、テーブルが変更され、古いパリティ・ブロ
ック・スペースが使用できることが示される。
【００３９】空きパリティ・ブロックの占有率をｐ＝
０．５とした場合、１ブロック時間で検出できる空きパ
リティ・ブロックの可用性は次のようになる。 １−ｐ＾２＝１−（０．５）＾２＝０．７５
【００４０】浮動パリティ・トラック方式は、ダブル・
パリティ方式を拡張したもので、ストレージは、トラッ
ク当たりＫブロックで、各シリンダのトラック数がＴ−
１個の、障害について関連性のないＮ個のＤＡＳＤから
のＮ個のデータ・シリンダとしてモデル化される。パリ
ティはパリティ・トラックのシリンダとして構成され
る。トラック（Ｔ−１）は各々、これと対をなす、Ｎ個
の各データ・シリンダからのデータ・トラックの垂直パ
リティをＫブロック記録する。Ｋ個のブロックのうち１
パリティ・トラックは空いたままにされる。
【００４１】浮動パリティ方式では、更新記録のため
に、データ・ブロックを含むＤＡＳＤのトラック２回転
が必要である。１回目に古いデータが読み出され、２回
目に新しいデータが所定位置に書き込まれる。また、古
いパリティを読み出すために数分の１の回転が必要で、
パリティ・シリンダ内の最初に使用できる部分に新しい
パリティをシャドー・ライトするのに数分の１の回転が
必要である。
【００４２】浮動データ／パリティ・トラック方式は、
データとパリティの両方をシャドー・ライトすることに
よって、パリティ・トラック方式を拡張したものであ
る。この方式は、ストレージを、トラック当たりＭデー
タ・ブロックの同期トラックＮ個と、Ｍブロックのパリ
ティ・トラックとのシリンダとしてモデル化する。トラ
ックはすべて、障害の影響を受けないＮ＋１個のＤＡＳ
Ｄからアクセスされる。
【００４３】そして浮動データ／パリティ・ブロック方
式は、データとパリティの両方をシャドー・ライトする
ことによって、浮動パリティ方式を拡張している。この
方式のストレージ・モデルは、障害について関連性のな
いＮ＋１個のＤＡＳＤの各々に対応するＮ＋１個のデー
タとパリティのシリンダである。各シリンダのトラック
はＴ個で、トラック当たりのブロック数はＫである。Ｋ
個のブロックのうち１トラックは、Ｎ＋１個の各シリン
ダで空き状態のままである。Ｋ個の空きブロックは、テ
ーブルで管理され、シリンダのどこにでも置くことがで
きる。各シリンダの残りのＴ−１個のトラックまたはＫ
＊（Ｔ−１）個のブロックには、データまたはパリティ
を格納するすることができる。
【００４４】
【実施例】代表的なＤＡＳＤアレイとそのアクセス環境 図１は、外部ストレージとして同期ＤＡＳＤアレイ３を
接続したプロセサのアレイ１を含むシステムを示す。プ
ロセサ５、７、９としては様々な高性能プロセサが考え
られる。ＤＡＳＤアレイ３の形で付加される外部ストレ
ージは、アダプタ１５によってアレイ１に接続される。
ローカル・エリア・ネットワーク、プリンタ、ディスプ
レイ等、他のデータ処理ソースまたはシンクも、対応す
るアダプタ１７を通して同じように接続される。
【００４５】ＤＡＳＤアレイ３は、たとえばPatterson
やBradyらの文献に説明されているように、ＲＡＩＤタ
イプ４または５のＤＡＳＤとＤＡＳＤアレイ・コントロ
ーラ（ＤＡＣ）２３で構成するのが望ましい。
【００４６】図１のアレイ・コントローラ（要素１９な
いし３１）は、チャネル・アダプタ１５によってホスト
・バス１１につながる。このパスは、メモリ（ＲＡＭ）
１３、グローバル・レジスタを含めたすべてのシステム
資源へのアクセスを提供する。アダプタ１５は、対をな
すシンプレクス・メガバイト・レートの送受信インタフ
ェース１９（レシーバ）、２１（トランスミッタ）を通
してＤＡＳＤに接続するのが望ましい。このインタフェ
ースには、ＡＮＳＩ規格草案Ｘ３Ｔ９／８８−１２７第
６．８版（８／２９／１９８９）のＯＥＭＩまたは高性
能パラレル・インタフェース（ＨＩＰＰＩ）が考えられ
る。
【００４７】ホスト／ＤＡＳＤ方向のデータの移動は、
内部メモリ１３からスタートし、バス１１、アダプタ１
５、レシーバ１９を通って、データ・ブロック（バッフ
ァ）２４に至る。制御ロジックによって、古いデータと
古いパリティを含むデバイスとブロックの番号がテーブ
ル・メモリ２５から判定される。次にこれらのブロック
が、制御ロジックによって、ＥＣＣ回路２７、２９、及
び３１を介して読み出される。各ブロックは、エラーの
検出・訂正用ＥＣＣバイトをブロック相互間をベースに
付加することによって保護される。次にパリティ・ロジ
ックがパリティの新しい値を計算する。新しいデータと
パリティを書き込むＤＡＳＤロケーションは、この発明
の４種類の方式の１つに従って、テーブル・メモリ２５
を使って検出され、新しいデータとパリティのブロック
がそこに書き込まれる。最後にテーブル・メモリ２５が
更新され、データとパリティの新しいロケーションが反
映される。ＤＡＳＤ／プロセサ（ホスト）方向のデータ
移動は、ＤＡＳＤ３３、３５、３７からスタートし、Ｅ
ＣＣ回路２７、２９、３１を通ってデータ・バッファ２
４に至る。データはそこでバッファからトランスミッタ
を経てアダプタ１５、バス１１を通り、プロセサ（ホス
ト）の内部メモリ１３へ転送される。
【００４８】用語 実施例を説明する便宜上、次の用語を用いる。 Ｔ 各シリンダのトラック数 Ｃ 各ＤＡＳＤのシリンダ数 ｍ 各トラックのブロック数 Ｂ ブロック・サイズ（バイト） ｄ アレイのＤＡＳＤ数 ｎ 列サイズ（各列のデータ・トラック数） ＴＳ ＤＡＳＤコントローラに必要なテーブルのサイズ
【００４９】また次の計算量を用いる。 ストレージ効率 ：＝ １／（１＋１／ｎ） テーブルのオーバヘッド ：＝ ＴＳ／（ＤＡＳＤ上のデータのサイズ）
【００５０】“パリティ・グループ”は、整合性と回復
の単位であることに注意されたい。パリティ・グループ
は、所定個数のデータ・ブロックが、障害について関連
性ののない複数のＤＡＳＤ上に定義されたものである。
また、異なるＤＡＳＤからのパリティ・ブロックを含む
こともできる。パリティ・グループ内のパリティ・ブロ
ックは、パリティ・グループ内の全データ・ブロックの
パリティを含む。パリティ・グループからブロックの読
み出しができなくなった場合、そのブロックは、グルー
プ内の残りのブロックから再生することができる。以下
に述べる浮動／データ・ブロック方式では、“列”は
“単一パリティ・グループ”と同義であるが、他の変形
方式の場合、“列”は“Ｋ個のパリティ・グループ”と
同義である。
【００５１】ダブル・パリティ方式 この方式では、２つのパリティ・トラックがＤＡＳＤ上
に予約されて、他のＤＡＳＤからのｎ個のデータ・トラ
ックが保護されるが、パリティ・トラック内のブロック
は常に２分の１しか用いられない。ここで、ストレージ
効率が１／（１＋２／ｎ）の場合、パリティが占めるス
ペースはデータの２／ｎ倍である。ＤＡＳＤが５個で、
各々５トラックのシリンダを持ち、トラック当たり１ブ
ロック、列サイズが３の表２に示した例を考える。
【００５２】 ＤＡＳＤ１ Ｄ１ Ｐ３ Ｐ３ Ｄ４ Ｄ５ ＤＡＳＤ２ Ｄ１ Ｄ２ Ｐ４ Ｐ４ Ｄ５ ＤＡＳＤ３ Ｄ１ Ｄ２ Ｄ３ Ｐ５ Ｐ５ ＤＡＳＤ４ Ｐ１ Ｐ１ Ｄ２ Ｄ３ Ｄ４ ＤＡＳＤ５ Ｐ２ Ｐ２ Ｄ３ Ｄ４ Ｄ５ 表２
【００５３】ＤＡＳＤ４上の２つのパリティ・トラック
（Ｐ１）は、ＤＡＳＤ１、２、３上の３つのトラック
（Ｄ１）上のデータを保護する。この例ではパリティ
が、アレイ内の５個のＤＡＳＤに分散されるが、５個の
ＤＡＳＤのうち２個をパリティの格納に充てることもで
きる。例では、３個のデータ・トラックを保護する２個
のパリティ・トラックが同じＤＡＳＤに格納されるが
（ＤＡＳＤ５上のＰ２トラック２個等）、列の２個のパ
リティ・トラックは２個の別個のＤＡＳＤ上にも置け
る。列の２個のパリティ・トラックを両方とも同じＤＡ
ＳＤに置けば性能が上がる。
【００５４】ダブル・パリティ方式の場合、パリティが
分散され、列の両方のパリティ・トラックが同じＤＡＳ
Ｄに置かれるが、Ｔ＊Ｃ（各ＤＡＳＤのトラック数）が
ｎ＋２の整数倍で、列数がＤＡＳＤ数の整数倍であれ
ば、コントローラは、全ＤＡＳＤ上の全トラックを使用
することができる。
【００５５】ダブル・パリティ方式の動作 ダブル・パリティ方式がどのように働くかを理解するた
めに、ここで、表３に示すように、各トラックにブロッ
クが４個で、データ・トラックが３個、パリティ・トラ
ックが２個の単一列を考える。
【００５６】 Ｂ１ Ｂ２ Ｂ３ Ｂ４ Ｂ５ Ｂ６ Ｂ７ Ｂ８ ３データ・トラック（３個のＤＡＳＤ上） Ｂ９ Ｂ１０ Ｂ１１ Ｂ１２ Ｐ１ Ｐ２ Ｐ３ Ｐ４ Ｐ５ Ｐ６ Ｐ７ Ｐ８ ２パリティ・トラック（同じＤＡＳＤ上） 表３
【００５７】最初、ブロックＢ１、Ｂ５、Ｂ９のパリテ
ィがＰ１に、ブロックＢ２、Ｂ６、Ｂ１０のパリティが
Ｐ３に、ブロックＢ３、Ｂ７、Ｂ１１のパリティがＰ５
に、及びＢ４、Ｂ８、Ｂ１２のパリティがＰ７に格納さ
れる。ブロックＢ１、Ｂ５、Ｂ９とパリティ・ブロック
Ｐ１は“パリティ・グループ”を形成し、表３の例では
各列のグループが４つになる。
【００５８】ブロックＰ２、Ｐ４、Ｐ６、及びＰ８は空
であり、使用できるので、ＤＡＣには、どのパリティ・
ブロックが用いられ、どれが使用できるかを知るための
手段が必要である。そのためＤＡＣは、“空きスペース
・テーブル”というビットマップを、アレイの各列に対
して維持する。表３の例では、各ビットマップが８ビッ
トを占め、各々列内の各パリティ・ブロックに対応し、
どのブロックが空で、どのブロックが使用できるかが指
示される。システムが初期化されたとき、ビットマップ
は次のようになる。
【００５９】ＤＡＣは、パリティのストレージ・ロケー
ションを覚えておくために、各列の“パリティ・アドレ
ス・テーブル”を格納する。上記のビットマップに対応
するパリティ・アドレス・テーブルは次のようになる。
【００６０】これは、ブロックの第１グループのパリテ
ィがＰ１にあり、第２グループのパリティがＰ３に、第
３グループのパリティがＰ５に、第４グループのパリテ
ィがＰ７にあることを示す。
【００６１】パリティ・アドレス・テーブルが存在する
場合、空きスペース・テーブルには冗長なデータが含ま
れる。それでも、空きブロックを探すとき、サーチは高
速である。
【００６２】ブロックＢ７への更新を考える。ＤＡＣは
最初、ブロックが属する列を判定する。これで、どのパ
リティ・アドレス・テーブル、空きスペース・テーブル
をアクセスすべきかが分かる。次にブロックＢ７がグル
ープ３の一部であると判定し、パリティ・アドレス・テ
ーブルの第３項目にアクセスする。この項目は５であ
る。そこで、ブロックＢ７のパリティが現在Ｐ５にある
ことが分かる。ＤＡＣは次に、空きスペース・テーブル
を調べ、新しいパリティ値を書き込める最も近い空きブ
ロックを探す。最も近い空きブロックは２つのパリティ
・トラックのいずれかにあると考えられる。ＤＡＣは、
空きスペース・テーブルから、現在はＰ２とＰ６が両方
とも空いており、いずれかのロケーションを使えば、第
３グループのパリティの新しい値を格納することができ
ると判定する。現在のロケーションＰ５に隣接するのは
Ｐ６なのでＤＡＣはＰ６を選択する。
【００６３】ＤＡＣの次の処理は以下のようになる。 （１）ブロックＢ７から古い値を読み出す。 （２）Ｂ７の新しい値を適当なところに書き込む。 （３）Ｐ５の古い値を読み出す。 （４）Ｐ５とＰ６の間のギャップで、Ｐ５とＰ７の古い
値と、Ｂ７に書き込むべき新しい値との排他的ＯＲをと
る。 （５）その結果をＰ６に書き込む。
【００６４】Ｐ５の読み出しとＰ６の書き込みは、更新
された列のパリティ・トラックを含むディスクへの１回
のアクセスで行われる。データＢ７を含むディスクに対
してはまだ２回のアクセスが必要である（１回は古い値
の読み出し、１回は新しい値の書き戻し）。ＤＡＣは、
パリティを変更した後、空きスペース・テーブルを次の
ように更新し、 そしてパリティ・アドレス・テーブルを次のように更新
し、 グループ３のパリティがＰ６になり、Ｐ５が使用できる
ようになったことを指示する。
【００６５】ダブル・パリティ方式の効率 ダブル・パリティ方式による効率向上には２つの面があ
る。第１に、パリティの読み出しと書き込みのサービス
時間を、ＤＡＳＤディスクのほぼ１回転分短縮する。第
２に、ＤＡＳＤが他の場合よりも１回転分速く開放され
るか、または書き込みの前にＤＡＳＤを開放することに
よってＤＡＳＤアームの往復運動がなくなるので、ＤＡ
ＳＤの使用率が低下する。もしＤＡＣ２３が、パリティ
の読み出しと書き込みの間のパスを他の方法で予約した
場合には、パスの使用率も低下する。これらのファクタ
を組み合わせた場合は、かなりの効果が得られよう。
【００６６】多くのシステムでそうだが、データの読み
出しと書き込みの間の１回転についてＤＡＣからデータ
ＤＡＳＤへのパスを予約することは現実的でない。この
パスは多数のＤＡＳＤによって共有されるからである。
したがって、その場合には古いデータ・ブロックの読み
出しと新しいデータ・ブロックの書き込みが２回のＤＡ
ＳＤアクセスで実行される。ただしＤＡＳＤアレイ・コ
ントローラＤＡＣ２３は、古いパリティの読み出しと新
しいパリティの書き込みにかかる時間が、平均アクセス
に比べて短い場合は、これら２つのイベントを１回のア
クセスで行える。以下の計算から、これにあたるケース
を示す。
【００６７】ある時点で、列内のパリティ・ブロックの
１／２が空いているとする。上記の例では、Ｐ２とＰ６
が両方とも占有されている場合、ＤＡＣ２３はＰ３かま
たはＰ７が使用できるかどうかを判定する。システム
は、列のパリティ・トラックが両方とも同じ物理シリン
ダ内に置かれるように構成するのが望ましい。ここでは
ＤＡＳＤが専用サーボを使用するものとする。ＤＡＳＤ
にサーボが内蔵されている場合、ヘッド切り替え時間は
かなり長くなり、実際にパリティを書き込めるロケーシ
ョンはＰ６とＰ７だけになる。
【００６８】列のパリティ・トラックが両方とも同じ物
理シリンダに置かれるようにする方法はいくつかある。
１つは、パリティ・シリンダとデータ・シリンダを分離
し、Ｔ（各シリンダのトラック数）が２の倍数であるＤ
ＡＳＤを使用することである。コントローラＤＡＣ２３
はその場合、新しいパリティを書き込めるブロックを見
つけるまでこのプロシジャを繰り返す。
【００６９】空いているパリティ・ブロックが１ブロッ
ク時間で見つかる可能性は次のようになる。 １−（０．５）＾２＝０．７５
【００７０】ｍ（各トラックのブロック数）が無限に大
きく、ｘを、空きブロックが１ブロック離れたところで
見つかる可能性とすると、空いているパリティ・ブロッ
クまでに予測されるブロック数は次のようになる。 ｘ＋２ｘ（１−ｘ）＋ ３ｘ（（１−ｘ）＾２）＋４ｘ（（１−ｘ）＾３）＋... これは１／ｘである。ダブル・パリティ方式の場合、ｘ
＝０．７５で、サーチ対象と予測されるブロック数は
１．３３である。
【００７１】浮動パリティ・トラック方式 浮動パリティ・トラック方式は、ダブル・パリティ方式
よりもストレージ効率が高い。浮動パリティ・トラック
方式では、アレイのどのＤＡＳＤでも、全シリンダが、
パリティ・トラックしか含まないパリティ・シリンダ、
またはデータ・トラックしか含まないデータ・シリンダ
と指定される。どのパリティ・シリンダも、Ｔ−１個の
列（Ｔは各シリンダのトラック数）のパリティ・データ
を含む。各列は、ｎ個の異なるＤＡＳＤからのｎ個のデ
ータ・トラックと、それらとは別のＤＡＳＤ上の（ｍ個
のブロックの）パリティ・トラックとから成る。パリテ
ィ・トラックのｍ個のブロックをすべて物理的に同じト
ラック上に置く必要はない（後述）。通常、パリティ・
シリンダ内のスペースには、Ｔ個の列のパリティ・デー
タを格納することができる。浮動パリティ・トラック方
式では、ｍ個の空きブロックがパリティ・シリンダに残
り、それらは効率を高めるために用いられる。
【００７２】図２は、浮動パリティ・トラック方式によ
るＤＡＳＤアレイ上のデータ／パリティ・ブロックのシ
リンダ及びトラックのレイアウトを示す。図２の例で
は、ｄ＝５のＤＡＳＤが用いられ、各ＤＡＳＤにＣ＝４
のシリンダ、各シリンダにＴ＝４のトラック、各トラッ
クにｍ＝１のブロックがある。列サイズはｎ＝４になっ
ている。
【００７３】上述のように、ＤＡＳＤ上のＰｉは、他の
４つの各ＤＡＳＤからのＤｉを保護する。ＤＡＳＤ１で
は、第２シリンダが唯一のパリティ・シリンダとして機
能する。ＤＡＣ２３は、各パリティ・シリンダ上の３つ
のパリティ・トラックしか格納せず、４番目のトラック
は空いたままである。例では、浮動パリティ・トラック
のアレイがパリティを分散した形でインプリメントされ
ている。アレイの各ＤＡＳＤには、ＴＣ／（１＋（Ｔ／
（ｎ＊（Ｔ−１））））個のデータ・トラックと、ＴＣ
−（ＴＣ／（１＋（Ｔ／（ｎ＊（Ｔ−１））））） 個
のパリティ・トラックが必要である。
【００７４】全ＤＡＳＤ上の全トラックを使用するに
は、データ・トラック数とパリティ・トラック数は両方
ともＴの倍数でなければならない。
【００７５】浮動パリティ方式の動作 ３つの列を考える。各列はｎ＝３のデータ・トラックと
１パリティ・トラックを持つ。列番号と、列を格納する
ための配置アルゴリズムの知識が分かっている場合は、
パリティ・トラックのロケーションを生成することがで
きる。表４に、各シリンダのトラックがＴ＝４、各トラ
ックのブロックがｍ＝４のＤＡＳＤを使った例を示す。
パリティが同じパリティ・シリンダに格納される３つの
列をすべて示している。
【００７６】 B1 B2 B3 B4 B13 B14 B15 B16 B25 B26 B27 B28 B5 B6 B7 B8 B17 B18 B19 B20 B29 B30 B31 B32 B9 B10 B11 B12 B21 B22 B23 B24 B33 B34 B35 B36 これらは、９データ・トラックである。 これは４トラック（３つはパリティ有り、１つは未使
用）のパリティ・シリンダである
【００７７】表４の例では、Ｂ１ないしＢ１２及びＰ１
ないしＰ４が第１列、Ｂ１３ないしＢ２４及びＰ５ない
しＰ８が第２列、Ｂ２５ないしＢ３６及びＰ９ないしＰ
１２が第３列を表わす。まず、ブロックＢ１、Ｂ５、Ｂ
９のパリティがＰ１に格納され、ブロックＢ２、Ｂ６、
Ｂ１０のパリティがＰ２に、ブロックＢ３、Ｂ７、Ｂ１
１のパリティがＰ３に、Ｂ４、Ｂ８、Ｂ１２のパリティ
がＰ４に格納される。ブロックＰ５ないしＰ８は、デー
タ・ブロックＢ１３ないしＢ２４のパリティを格納す
る。これらのブロックはすべて同じ列にある（Ｐ５はＢ
１３、Ｂ１７、Ｂ２１のパリティ等）。また、Ｐ９ない
しＰ１２は、データ・ブロックＢ２５ないしＢ３６の列
のパリティである。Ｐ１３ないしＰ１６は最初は空いて
いる。ＤＡＣ２３は、各ＤＡＳＤ上の各パリティ・シリ
ンダに対して、１６ビットの空きスペース・テーブル
（１ビットはパリティ・シリンダ内の各ブロックに対
応）を使用して、どのブロックが空いていて、どれが使
用できるかを示す。ＤＡＣ２３がアレイを初期化する
と、１シリンダの空きスペース・テーブルは次のように
なる。
【００７８】ＤＡＣ２３はまた、次のように、ＤＡＳＤ
アレイのパリティ・シリンダごとにパリティ・アドレス
・テーブルを格納する。 １、２、３、４、５、６、７、８、９、１０、１１、１２
【００７９】パリティ・アドレス・テーブルはｍ（Ｔ−
１）個の項目を含み、各項目は、パリティがパリティ・
シリンダに格納された各列の各ブロック・グループに対
応する。表４の例では、ＤＡＣ２３が、同じパリティ・
シリンダにある異なる３つの列のパリティを格納し、こ
れら３つの列の各々にブロックのグループが４つあるの
で、パリティ・アドレス・テーブルには１２項目必要で
ある。
【００８０】パリティ・アドレス・テーブルは、３つの
列の最初の列からの第１ブロック・グループがＰ１にあ
り、３つの列の第１列からの第２ブロック・グループの
パリティがＰ２にあること（以下同様）を指示する。最
後の項目は、３番目の列のブロックの最後のグループの
パリティがＰ１２にあることを示す。
【００８１】ブロックＢ７への更新を考える。ＤＡＣ２
３は最初、ブロックが属する列を判定する。そこで、ど
のパリティ・シリンダがブロックＢ７のパリティ・デー
タを含むかが分かる。つまり、どのパリティ・アドレス
・テーブル、どの空きスペース・テーブルをアクセスす
べきかが分かる。また、対象となる列が、パリティがそ
のパリティ・シリンダにマップされた３つの列の最初の
列であることを判定する。次に、Ｂ７がグループ３の一
部であることを判定し、パリティ・アドレス・テーブル
の第３の項目にアクセスする。この項目は３である。そ
こで、Ｂ７のパリティが現在Ｐ３にあることが分かる。
ＤＡＣ２３は、空きスペース・テーブルから、Ｐ４、Ｐ
８、Ｐ１２、Ｐ１６のどれが空いているかを確かめ、Ｐ
１６が空いていると判定する。したがって、パリティ・
データの新しいストレージ・ロケーションとしてＰ１６
を選択する。これら４つのブロックのいずれも空いてい
ない場合、ＤＡＣ２３は次に、Ｐ１、Ｐ５、Ｐ９、Ｐ１
３のどれが空いているかを調べる。以下同様である。
【００８２】ＤＡＣ２３は次のように処理を進める。 （１）ブロックＢ７から古い値を読み出す。 （２）Ｂ７の新しい値を適当なところに書き込む。 （３）Ｐ３の古い値を読み出す。 （４）Ｐ３とＰ１６の間のギャップで、Ｐ３とＢ７の古
い値と、Ｂ７に書き込むべき新しい値との排他的ＯＲを
とる。 （５）その結果をＰ１６に書き込む。
【００８３】ＤＡＣ２３は、Ｐ３の読み出しとＰ１６の
書き込みを、更新された列のパリティ・トラックを含む
ＤＡＳＤへの１回のアクセスで行う。データＢ７を含む
ＤＡＳＤに対してはまだ２回のアクセスが必要である
（１回は古い値の読み出し、１回は新しい値の書き戻
し）。ＤＡＣ２３は、パリティの更新を終えた後、空き
スペース・テーブルを次のように更新し、 そしてパリティ・アドレス・テーブルを次のように更新
し、 １、２、１６、４、５、６、７、８、９、１０、１１、１２ 最初の列の第３グループのパリティがＰ１６になり、Ｐ
３が使用できるようになったことを指示する。
【００８４】浮動パリティ・トラック方式の効率 上述のように、古いデータ・ブロックの読み出しと、新
しいデータ・ブロックの書き込みには２回のＤＡＳＤア
クセスが必要である。ただしＤＡＣ２３は、古いパリテ
ィの読み出しと新しいパリティの書き込みを１回のアク
セスで行える。下記の計算に示すように、これら２つの
イベントの間の待ち時間が短いからである。
【００８５】ある時点で、パリティ・シリンダの空きブ
ロックがｍであり、１ブロックが空いている可能性はｍ
／ｍＴまたは１／Ｔである。ここでまたＰ３の更新を考
える。パリティの新しい値は、Ｐ４、Ｐ８、Ｐ１２、ま
たはＰ１６が空いていれば１ブロック離れたところに書
き込める。ＤＡＣ２３は、次のＴブロックのいずれかが
空いていれば新しいパリティを１ブロック離れたところ
に書き込める。この可能性は次のようになる。 １−（（Ｔ−１）／Ｔ）＾Ｔ
【００８６】Ｔ＝１６とすると、この可能性は０．６４
４である。先に示したとおり、空きブロックが見つかる
までサーチされる予想ブロック数は１／０．６４４また
は１．５５である。
【００８７】浮動データ／パリティ・トラック方式 浮動パリティ・トラック方式の基本は、パリティ・トラ
ックのほかデータ・トラックも含まれるように拡張する
ことができる。この方式を一般化する方法としては、各
シリンダでトラック（ｍブロック）を空き状態にしてお
くことが考えられる（シリンダはこれでデータ・トラッ
クとパリティ・トラックの両方を含む）。各列は、異な
るｎ個のＤＡＳＤからのｎデータ・トラック（ｍブロッ
ク）と、これとは別のＤＡＳＤ上のパリティ・トラック
（ｍブロック）とから成る。トラックのｍブロックはす
べてが物理的に同じトラックにある必要はない（後
述）。
【００８８】図３は浮動データ／パリティ・トラック方
式によるデータ／パリティ・ブロックのシリンダとトラ
ックのレイアウトを示す。図３の例では５つのＤＡＳＤ
が用いられ、各ＤＡＳＤはＣ＝５シリンダを含み、各シ
リンダにＴ＝３トラック、各トラックにｍ＝１ブロック
がある。列サイズはｎ＝４となっている。
【００８９】上述のように、ＤＡＳＤ上のＰｉは他の４
つの各ＤＡＳＤからのＤｉを保護する。各シリンダから
の１トラックは空いているので、各ＤＡＳＤから使用で
きるトラックは（Ｔ−１）＊Ｃだけである。そのうち、 Ｃ＊（Ｔ−１）／（１＋（１／ｎ）） はデータ・トラックであり、残りはパリティ・トラック
である。説明の便宜上、各ＤＡＳＤ上のＣの未使用トラ
ックを、ストレージ効率を下げるオーバヘッド・トラッ
クとしてカウントする。全ＤＡＳＤ上の全トラックを使
用するには、データ・トラック数とパリティ・トラック
数は両方ともＴ−１の倍数でなければならない。
【００９０】浮動データ／パリティ・ブロック方式 最後に、各シリンダでブロックが空き状態になる方式に
ついて考える。この変形方式では、列は、トラックでは
なくブロックに基づいて定義される−−ｎの異なるＤＡ
ＳＤからのｎデータ・ブロックと別のＤＡＳＤ上のパリ
ティ・ブロック。
【００９１】図４に、浮動データ／パリティ・ブロック
方式によるＤＡＳＤアレイ上のデータ／パリティ・ブロ
ックのシリンダとトラックのレイアウトを示す。図４の
例では、列サイズがｎ＝３で、４つのＤＡＳＤが用いら
れ、各ＤＡＳＤがＣ＝１シリンダを含み、各シリンダは
Ｔ＝３トラック、各トラックはｍ＝３ブロックである。
【００９２】先にも述べたとおり、ＤＡＳＤ上のＰｉは
他の３つの各ＤＡＳＤからのＤｉを保護するが、シリン
ダの１ブロックは空き状態にされる。各ＤＡＳＤから使
用できるブロックはＣ（ｍＴ−１）だけである。このう
ち、 Ｃ＊（ｍＴ−１）／（１＋（１／ｎ）） はデータ・ブロック、残りはパリティ・ブロックであ
る。各ＤＡＳＤ上のＣの未使用ブロックは、オーバヘッ
ド・ブロックとしてカウントされ、この方式のオーバヘ
ッドを判定するために、パリティ・ブロック数に追加さ
れる。全ＤＡＳＤ上の全ブロックを使用するには、デー
タ・ブロック数とパリティ・ブロック数は両方ともｍＴ
−１の倍数でなければならない。
【００９３】浮動データ／パリティ・ブロック方式の動
作 表５の例を考える。この例では４個のＤＡＳＤが用いら
れ、各ＤＡＳＤに、シリンダ当たりＴ＝４トラック、ト
ラック当たりｍ＝４ブロックがある。列サイズはｎ＝３
になっている。 データ、パリティ、及び１空きブロックを含むシリンダ データ、パリティ、及び１空きブロックを含むシリンダ データ、パリティ、及び１空きブロックを含むシリンダ データ、パリティ、及び１空きブロックを含むシリン
ダ
【００９４】異なる４つのＤＡＳＤからの４シリンダを
示している。ＤＡＣ２３は、Ａ１、Ｂ１、Ｃ１のパリテ
ィをＤ１に、Ａ２、Ｂ２、Ｃ２のパリティをＤ２に、以
下同様に格納する。Ａ１５、Ｂ１５、Ｃ１５のパリティ
はＤ１５に置かれ、Ａ１６、Ｂ１６、Ｃ１６、Ｄ１６は
空いたままである。各ＤＡＳＤ上の各シリンダに対して
空きスペース・テーブルがあり、各空きスペース・テー
ブルの１項目は、シリンダ内の空きブロックのロケーシ
ョンを示す。初期化時に空きスペース・テーブルは次の
ようになる。
【００９５】ＤＡＣ２３はまた、ＤＡＳＤアレイの各シ
リンダに対してパリティ・アドレス・テーブルを格納す
る。パリティ・アドレス・テーブルはこの例の４つのシ
リンダでは次のようになる。 1、2、3、4、5、6、7、8、9、10、11、12、13、14、15 1、2、3、4、5、6、7、8、9、10、11、12、13、14、15 1、2、3、4、5、6、7、8、9、10、11、12、13、14、15 1、2、3、4、5、6、7、8、9、10、11、12、13、14、15
【００９６】パリティ・アドレス・テーブルは、データ
またはパリティを含むシリンダ内の１５ブロックについ
て、それが格納されたシリンダ内の現在のブロックを示
す。
【００９７】ここで、４つのシリンダのうち最初のシリ
ンダ内の第３ブロックへの更新について考える。ＤＡＣ
２３は、このシリンダのパリティ・アドレス・テーブル
から、このブロックがＡ３に格納されていると判定し、
そのブロックのパリティ・データを含むシリンダを更新
することを決定する。ＤＡＣ２３は次に、このシリンダ
のパリティ・アドレス・テーブルにアクセスし、そのパ
リティがＤ３に格納されていると判定する。ＤＡＣ２３
は、対応する空きスペース・テーブルから、第１シリン
ダ上のＡ１６と最後のシリンダ上のＤ１６が空いている
と判定する。第１シリンダを含むＤＡＳＤ上では、１回
のアクセスで、Ａ３からデータを読み出し、新しいデー
タをＡ１６に書き込む。Ａ３の値を得た後、ＤＡＣ２３
は別のアクセスで、Ｄ３を読み出し、新しいパリティを
計算して、それをＤ１６に書き込む。
【００９８】空きスペース・テーブルの値は最終的に次
のようになる。 パリティ・アドレス・テーブルは次のようになる。 1、2、16、4、5、6、7、8、9、10、11、12、13、14、15 1、2、3、4、5、6、7、8、9、10、11、12、13、14、15 1、2、3、4、5、6、7、8、9、10、11、12、13、14、15 1、2、16、4、5、6、7、8、9、10、11、12、13、14、15
【００９９】浮動データ／パリティ・ブロック方式の効
率 シリンダの空きブロックはどこにでも置けるので、デー
タまたはパリティの読み出しと書き込みの間の遅れは、
平均で半回転になる。読み出しと書き込みが１回のアク
セスで行えるかどうかは議論の余地がある。半回転の間
にＤＡＳＤとＤＡＣ２３の間のパスを維持するのは依然
許容できないと思われるからである。
【０１００】この方式による効率向上は、従来のパリテ
ィ方式に比べて、サービス時間が１／２回転であること
と、ＤＡＳＤが、１回転待つ必要がなく、１／２回転で
開放されることによるＤＡＳＤ使用率の低下である。Ｄ
ＡＳＤとＤＡＣ２３との間のパスが、読み出しと書き込
みの間に開放されれば、従来のパリティ方式に必要なア
クセス回数は少なくならない。
【０１０１】ここで、デバイスのキュー配置がないと
き、Ｉ／Ｏレートが低い場合にのみ有効なサービス時間
を下記のように分析してみる。従来のパリティ方式で
は、読み出してからブロックをＤＡＳＤに書き込むまで
の時間は、 平均シーク＋遅れ（０．５回転）＋１回転＋１ブロック
書き込み であり、これは浮動データ／パリティ・ブロック方式で
は、 平均シーク＋遅れ（０．５回転）＋０．５回転＋１ブロ
ック書き込み である。平均シーク時間を３ｍｓｅｃｓ、ＤＡＳＤ回転
時間を１６ｍｓｅｃｓ、ブロック書き込み時間を１ｍｓ
ｅｃとすると、ブロックの読み出しと書き込みにかかる
時間は２８ｍｓｅｃから２０ｍｓｅｃになる。
【０１０２】拡張 浮動パリティ・トラック方式は、各パリティ・シリンダ
のトラックが２個以上空くように拡張することができ
る。浮動データ／パリティ・トラック方式は、各シリン
ダのトラックが２個以上空くように拡張することができ
る。そして浮動データ／パリティ・ブロック方式は、各
シリンダのブロックが２個以上空くように拡張すること
ができる。
【０１０３】４つの変形方式のうち浮動パリティ・トラ
ック方式は、パリティのオーバヘッドが少なく、テーブ
ル（空きスペース・マップ、パリティ・アドレス・テー
ブル）のオーバヘッドも少なく、最大の効率を示す。２
つの変形方式（浮動パリティ・トラック、浮動データ／
パリティ・トラック）は、ヘッド切り替えが高速なＤＡ
ＳＤアレイには適している。他の方式（ダブル・パリテ
ィ、浮動データ／パリティ・ブロック）は、ヘッド切り
替えが遅いＤＡＳＤアレイで利用することができる。
【０１０４】
【発明の効果】ＤＡＳＤアレイにおいて、データ・ブロ
ック及びパリティ・ブロックを迅速に更新することがで
きる。即ち、必要なトラック・サイクル若しくはアクセ
ス回数を少なくすることができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】プロセサ・アレイと、ＤＡＳＤアレイで形成さ
れた外部ストレージ・サブシステムとの間のデータの流
れ図である。
【図２】浮動パリティ・トラック方式によるＤＡＳＤア
レイ上のデータとパリティのブロックのシリンダ及びト
ラックのレイアウトを示す図である。
【図３】浮動データ／パリティ・トラック方式によるデ
ータとパリティのブロックのシリンダ及びトラックのレ
イアウトを示す図である。
【図４】浮動データ／パリティ・ブロック方式によるＤ
ＡＳＤアレイ上のデータとパリティのブロックのシリン
ダ及びトラックのレイアウトを示す図である。
【符号の説明】
１・・・プロセサ・アレイ ３・・・ＤＡＳＤアレイ ５、７、９・・・プロセサ １５・・・チャネル・アダプタ １９・・・レシーバ ２１・・・トランスミッタ ２３・・・ＤＡＳＤアレイ・コントローラ ２４・・・データ・バッファ ２５・・・テーブル・メモリ ２７、２９、３１・・・ＥＣＣ回路 ３３、３５、３７・・・ＤＡＳＤ Ｄ１、Ｄ２等・・・データ・ブロック Ｐ１、Ｐ２等・・・パリティ・ブロック

Claims (17)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】データ・ブロックと明示的パリティ・ブロ
    ックより成るパリティ・グループを、少ないＤＡＳＤト
    ラック・サイクルでＤＡＳＤアレイに更新記録する方法
    であって、（ａ）各パリティ・グループのデータ・ブロ
    ックとパリティ・ブロックを、障害について関連性のな
    い形式で複数のＤＡＳＤに分散し、且つ未使用ＤＡＳＤ
    スペースを予約するステップと、（ｂ）第１トラック・
    サイクルの間に上記パリティ・グループの選択された古
    いデータ・ブロック及びパリティ・ブロックを読み出す
    ことによって、該データ・ブロックを修正し、且つ新し
    いパリティ・ブロックを計算し、少なくとも該新しいパ
    リティ・ブロックを予約された未使用スペースにシャド
    ー・ライトし、該修正されたデータ・ブロックを第１ト
    ラック・サイクルの後続部分において該予約された未使
    用スペースにシャドー・ライトするか、又は該修正され
    たデータ・ブロックを第２サイクルの間に所定位置に書
    き込むステップとを含む、更新記録方法。
  2. 【請求項２】新しいパリティを計算する上記ステップ
    が、上記古いデータ・ブロックと、上記修正されたデー
    タ・ブロックと上記古いパリティ・ブロックとのモジュ
    ロ２加算を行うステップを含む、請求項１に記載の更新
    記録方法。
  3. 【請求項３】マルチトラックの循環記憶メディアを構成
    するアレイの所定個数のＤＡＳＤに書き込まれたデータ
    ・ブロックとこれに対応する明示的パリティ・ブロック
    で形成されたパリティ・グループを更新する方法であっ
    て、（ａ）ブロック、トラック、またはシリンダより成
    る集合から選択され、上記パリティ・ブロックが定義さ
    れた上記パリティ・グループの障害について関連性のな
    いパターンで上記アレイにおいて上記パリティ・グルー
    プをフォーマットし、且つ対応する空きパリティのブロ
    ック、トラック、またはシリンダのスペースを、グルー
    プ数を超える個数だけ、上記アレイにおいて予約し分散
    させるステップと、（ｂ）第１トラック・サイクルの間
    に、上記アレイ内の対応する選択されフォーマットされ
    たブロック、トラック、またはシリンダからデータ・ブ
    ロックとこれに対応するパリティ・ブロックを読み出す
    ことによって、あるデータ・ブロックを修正し、第２ト
    ラック・サイクルの間に、新しいパリティ・ブロックを
    計算し、修正されたデータ・ブロックを書き込み、該新
    しいパリティ・ブロックを元のパリティ・ブロックが再
    現する前に検出される使用可能な空きスペースにシャド
    ー・ライトするステップとを含む、パリティ・グループ
    更新方法。
  4. 【請求項４】第２トラック・サイクルの間に、上記修正
    されたデータ・ブロックが所定位置に書き込まれる、請
    求項３に記載のパリティ・グループ更新方法。
  5. 【請求項５】上記第２トラック・サイクルの間に、上記
    修正されたデータ・ブロックが、上記第１サイクルの後
    続部分において元のデータ・ブロックが再現する前に検
    出されるパリティに予約されていない使用可能な空きス
    ペースにシャドー・ライトされる、請求項３に記載のパ
    リティ・グループ更新方法。
  6. 【請求項６】上記ステップ（ｂ）が、シャドー・ライト
    されたデータ・ブロックとパリティ・ブロックに予約さ
    れたＤＡＳＤアレイ・スペースのロケーションと占有状
    態を管理するテーブルを用いることを含む、請求項５に
    記載のパリティ・グループ更新方法。
  7. 【請求項７】マルチトラックの循環記憶メディアを構成
    するＮ個のＤＡＳＤのアレイに書き込まれたデータ・ブ
    ロックと明示的パリティ・ブロックで形成されたパリテ
    ィ・グループを修正するのに必要なアクセスの回数を最
    小にする方法であって、 （ａ）上記パリティ・ブロックが定義された上記パリテ
    ィ・グループの障害について関連性のないパターンで上
    記ＤＡＳＤアレイにおいて上記パリティ・グループをフ
    ォーマットし、空きパリティ・ブロック・スペースが、
    各パリティ・ブロックに１個のパリティ・グループを置
    くのに必要なスペースを超えるように、該空きパリティ
    ・ブロック・スペースを該アレイにおいて予約し分散さ
    せるステップと、（ｂ）第１トラック・サイクルの間
    に、上記アレイ内の選択されたＤＡＳＤトラックから上
    記データ・ブロックとこれに対応する上記パリティ・ブ
    ロックを読み出すことによって、あるデータ・ブロック
    を修正し、新しいパリティ・ブロックを計算し、修正さ
    れたデータ・ブロックを所定位置に書き込み、該第１サ
    イクルの後続部分において、元のパリティ・ブロックが
    再現する前に、該新しいパリティ・ブロックを最初に使
    用可能な空きスペースにシャドー・ライトするステップ
    とを含む、アクセス回数低減方法。
  8. 【請求項８】上記明示的パリティ・ブロックが各々、障
    害ついて関連性のないトラック上に列主オーダで配置さ
    れたデータ・ブロックの所定個数のグループに関して定
    義される、請求項７に記載のアクセス回数低減方法。
  9. 【請求項９】上記フォーマット・ステップが、上記明示
    的パリティ・ブロックと予約された空きパリティ・ブロ
    ック・スペースを、上記グループの障害について関連性
    のないフォーマットで予め選択されていたトラックまた
    はシリンダに配置し、且つ、どのパリティ・ブロック・
    スペースが使用できるかを示すテーブルと、修正対象の
    データ・ブロックを含むグループをカバーする該パリテ
    ィ・ブロックのアドレスを示すテーブルとを維持するス
    テップを含む、請求項７に記載のアクセス回数低減方
    法。
  10. 【請求項１０】上記修正ステップが、上記テーブルを通
    して、修正されたパリティ・ブロックの書き込みに使用
    できる次の空きスペースを確認するステップを含む、請
    求項９に記載のアクセス回数低減方法。
  11. 【請求項１１】マルチトラックの循環記憶メディアを構
    成するＮ個のＤＡＳＤのアレイに書き込まれたデータ・
    ブロックと明示的パリティ・ブロックで形成されたパリ
    ティ・グループの修正に必要なアクセス回数を最小にす
    る方法であって、（ａ）上記パリティ・グループを、上
    記パリティ・ブロックが定義された該グループの障害に
    ついて関連性のないパターンで、上記ＤＡＳＤアレイに
    おける専用のデータ・シリンダ及びパリティ・シリンダ
    にフォーマットし、空きパリティ・ブロック・スペース
    が、各パリティ・グループに１個のパリティ・ブロック
    を置くのに必要なスペースを超えるように、該空きパリ
    ティ・ブロック・スペースを該パリティ・シリンダに分
    散させるステップと、（ｂ）第１トラック・サイクルの
    間に、上記データ・ブロックを読み出し、修正されたデ
    ータ・ブロックを所定位置に書き込むことによって、あ
    るデータ・ブロックを修正し、対応するパリティ・ブロ
    ックを読み出し、新しいパリティ・ブロックを計算し
    て、該第１トラック・サイクルの後続部分において元の
    パリティ・ブロックが再現する前に、該新しいパリティ
    ・ブロックをパリティ・シリンダ上の最初に使用可能な
    予約された空きスペースにシャドー・ライトするステッ
    プとを含む、アクセス回数低減方法。
  12. 【請求項１２】Ｔ個のトラックを持ち、Ｔ−１個の列の
    パリティを含み、該Ｔ−１個のパリティ・トラックの各
    々が、障害について関連性のないｎ−１個のＤＡＳＤシ
    リンダ上のｎ個のデータ・トラックのモジュロ２加算で
    ある、少なくとも１個のパリティ・シリンダが含まれる
    ように、上記アレイ内の上記ｎ個のＤＡＳＤの各々がフ
    ォーマットされる、請求項１１に記載のアクセス回数低
    減方法。
  13. 【請求項１３】上記フォーマット・ステップが、上記明
    示的パリティ・ブロック及び予約された空きパリティ・
    ブロック・スペースを、上記グループの障害について関
    連性のないフォーマットで予め選択されていたトラック
    またはシリンダに配置し、且つ、どのパリティ・ブロッ
    ク・スペースが使用できるかを示すテーブルと、修正対
    象のデータ・ブロックを含む該グループをカバーする該
    パリティ・ブロックのアドレスを示すテーブルとを維持
    するステップを含む、請求項１１に記載のアクセス回数
    低減方法。
  14. 【請求項１４】上記空きデータ・ブロック・スペースが
    すべてのシリンダ上に予約されるように上記フォーマッ
    ト・ステップが変更され、上記修正されたデータ・ブロ
    ックが任意のシリンダ上の最初に使用できる空きスペー
    スにシャドー・ライトされるように、上記修正ステップ
    が変更される、請求項１１に記載のアクセス回数低減方
    法。
  15. 【請求項１５】マルチトラックの循環記憶メディアを構
    成するＮ個のＤＡＳＤのアレイに書き込まれたデータ・
    ブロックと明示的パリティ・ブロックで形成されたパリ
    ティ・グループを修正するのに必要なアクセス回数を最
    小にする方法であって、（ａ）上記パリティ・ブロック
    が定義された上記パリティ・グループの障害について関
    連性のないパターンで、且つ各シリンダに、データ・ブ
    ロックとパリティ・ブロック及び少なくとも１個の予約
    された空きブロック・スペースが含まれるように、上記
    パリティ・グループを上記ＤＡＳＤアレイにおけるシリ
    ンダにフォーマットするステップと、（ｂ）第１トラッ
    ク・サイクルの間に、或るデータ・ブロックを読み出
    し、修正されたデータ・ブロックを古いデータ・ブロッ
    クが再現する前に検出される最初に使用可能な空きスペ
    ースにシャドー・ライトすることによって、該データ・
    ブロックを修正し、対応するパリティ・ブロックを読み
    出し、新しいパリティ・ブロックを計算して、古いパリ
    ティ・ブロックが再現する前に検出される２番目に使用
    可能な空きスペースに該新しいパリティ・ブロックをシ
    ャドー・ライトするステップとを含む、アクセス回数低
    減方法。
  16. 【請求項１６】上記フォーマット・ステップが、スペー
    スのロケーションと占有状態に関するテーブルの形でス
    ペース管理手段を生成するステップを含む、請求項１５
    に記載のアクセス回数低減方法。
  17. 【請求項１７】パリティ判定手段と、データ・ブロック
    及び明示的パリティ・ブロックから成るパリティ・グル
    ープの読み出しと書き込みをＤＡＳＤの対応するトラッ
    クに対して行う手段とを含み、論理的に関連づけられ、
    障害について関連性のないＮ個の該ＤＡＳＤのアレイで
    あって、該書き込み手段が、（ａ）各パリティ・グルー
    プの上記データ・ブロックとパリティ・ブロックを、障
    害について関連性のない形式で上記アレイの上記ＤＡＳ
    Ｄに分散させ、且つ未使用ＤＡＳＤスペースを予約する
    手段と、（ｂ）第１トラック・サイクルの間に、上記パ
    リティ・グループの選択された古いデータ・ブロック及
    びパリティ・ブロックを読み出すことによって、該デー
    タ・ブロックを修正し、新しいパリティ・ブロックを計
    算し、予約された未使用スペースに少なくとも該新しい
    パリティ・ブロックをシャドー・ライトし、且つ、該第
    １トラック・サイクルの後続部分において、該予約され
    た未使用スペースに該修正されたデータ・ブロックをシ
    ャドー・ライトするか又は第２サイクルの間に、修正さ
    れたデータ・ブロックを所定位置に書き込む手段とを含
    む、ＤＡＳＤアレイ。
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