JPH06504863A - コピーバックキャッシュを有する記憶装置アレイ - Google Patents

コピーバックキャッシュを有する記憶装置アレイ

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Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるため要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 流体転送装置及びその使用方法 背景技術 １、発明の分野 本発明は、コンピュータシステムのデータ記憶に関し、詳しくは、一時記憶用の コピーパックキャッシュ記憶ユニットを用いたフォールトトレラント（ｆａｕｌ ｔ−ｔＯｌｅｒａｎｔ）記憶装置アレイに関する。
２、関連技術の記載 通常の一般的なデータ処理システムは、単−又は複数の記憶ユニットを備えてい る。この記憶ユニットは、直接に、又は制御ユニット及びチャネルを介して、中 央処理ユニット（ＣＰＵ）に接続される。記憶ユニットの機能は、ＣＰＵが特定 のデータ処理タスクを実行する際に用いるデータ及びプログラムを記憶すること である。
最近のデータ処理システムには種々の記憶ユニットが使用されている。典型的な システムは、大容量のテープユニットや、大容量の磁気、光、半導体ディスクド ライブ等を、１又はそれ以上の個数、備えている。これらは、それぞれ、制御ユ ニットを介してシステムに接続される。
しかしながら、ある大規模容量記憶ユニットにおいてフェイルが発生すると、シ ステムがこのユニット上の情報にはもはやアクセスできなくなるという問題が生 じる。一般的に、このようなフェイルは、コンピュータシステム全体をダウンさ せてしまう。
そこで、従来から、信頼性の高いデータ記憶を提供するという課題に関する技術 が提案されてきた。記録規模が比較的小さいシステムでは、ＥＣＣシンドローム ビットを発生させる誤り訂正符号を使用し、記憶ユニット内の各データ記録に付 加することも可能である。このような符号を用いると、誤って読み取られたデー タを少量ならば補正することができる。しかしながら、この種の符号は、長い記 録にエラーが生じた場合のその補正や再生には適さず、また、その記憶ユニット の全体がフェイルした場合には”もはや救済できない。それゆえ、個々の記憶ユ ニット上のデータに外部から信頼性を与える必要が生じていた。
この種の“外部”信頼性へのアプローチも従来から検討されてきた。カリフォル ニア大学バークレー校の研究グループは、’Ａ　Ｃａ５ｅ　ｆｏｒ　Ｒｅｄｕｎ ｄａｎｔ　Ａｒｒａｙｓ　ｏｆＩｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ　Ｄｉｓｋｓ（ＲＡＩＤ ）’　、Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ　ｅｔ　ａｌ、、Ｐｒｏｃ、ＡＣＭ　ＳＩＣＭＯＩ ＤＪｕｎｅ@１９Ｈ と題する論文において、ディスクドライブを記憶ユニットとして使用した場合に このような信頼性を与えるための異なりたいくつかのアプローチを示している。
ここでは、ディスクドライブアレイによって特徴づけられた５Ｍ類のアーキテク チャが開示されている。これらのアーキテクチャＲＡ　Ｉ　Ｄ　（Ｒｅｄｕｎｄ ａｎｔ　Ａｒｒａｙ　ｏｆＩｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ　Ｄｌｓｋｓ　：廉価ディス ク冗長アレイ）システムと呼ばれ、それぞれ以下に述べる構成を有している。
ＲＡＩＤＩアーキテクチャは、′ミラー”記憶ユニットと呼ばれる対をなす記憶 ユニット群を有している。各記憶ユニットには、対をなす記憶ユニット状の全て のデータがコピーされ保存されている。このような方法は、信頼性の問題を解決 する一方で、記憶のためのコストを二倍にする。ＲＡＩＤＩアーキテクチャは、 特にタンデム社によって多く装置化されている。
ＲＡＩＤ２アーキテクチャでは、各ワードデータがビット毎に異なるディスクド ライブに記憶される。これは、“ビットストライビング１として知られている。
また、各ワードには誤り検出訂正（Ｅ　Ｄ　Ｃ）ビットが付加されており、これ もピットストライビングの対象となる。例えばＦｌｏｒａ　ｅｔ　ａｌ、の米国 特許第４．７２２゜０８５号は、比較的小容量で個別に操作可能な複数のディス クサブシステムを使用したディスクドライブメモリを開示している。このディス クドライブメモリは、非常に高いフォールトトレランスとデータ転送帯域幅を有 する大規模な高容量ディスクドライブとして機能する。データワーガナイザは、 各３２ビツトのワードデータにＥＤＣ７ビツト（周知のハミング符号を使用する ）を付加することにより、誤り検出訂正機能を与える。こうして得られる３９ビ ツトのワードは、１個のディスクドライブ当たり１ビツト、合計３９個のディス クドライブに書き込まれる。３９個のディスクドライブのうち１個がフェイルし た場合には、個別に記憶された残りの３８ビツトを使用することにより、各ワー ドデータをディスクドライブから読み取りながら、３２ビツトのデータワードを ワードバイワードベースで再構成することができる。これによってフォールトト レランスが達成される。
この種のシステムの明らかな失点は、はとんどの大型コンピュータは３２ビツト ワードを使用するため最小限システムにも多数のディスクドライブが必要とされ ること、ＥＤＣビットを記憶するために３９個中７個というかなり多数のドライ ブが必要とされることである。さらに、ＲＡＩＤ２型のディスクドライブメモリ システムには、各データブロックのビットを各ディスクドライブに分配すべく、 個別のディスクアクチュエータを一斉に動作させることにより各データブロック を書き込まねばならないという制限がある。このような構成は、各ディスクがそ れぞれデータブロックの一部分を転送するため広いデータ転送帯域幅を有してお り、単一のドライブによりブロックをアクセスする場合よりずっと速く、コンピ ュータシステムがブロック全体を利用できるようにになるという効果を奏する。
しかしながら、この構成は、記憶ユニット全体に単一のり−ド／ライトへラドア クチュエータを設けることによってのみ効果的になる。反面、“単一の１アクチ ユエータによって１回でアクセスできるのはデータファイル１個だけであるので 、データファイルが小さい場合におけ番ドライブアレイに対するランダムアクセ ス性が影響を受ける。このように、ＲＡＩＤ２システムは、バンキング、金融、 予約システム等、複数の小データファイルへの多数のランダムアクセスによって 大量のデータ記憶転送操作が行われるような、オンライン業務処理（ＯＬＴＰ） 用に設計されたコンピュータシステムには一般に適さないと考えられる。
ＲＡＩＤ３アーキテクチャは、各ディスクドライブ記憶ユニットにフェイルやデ ータ誤りを検出する内部手段を設けるという思想に基づくものである。それゆえ 、誤り位置を検出するための余分な情報を記憶する必要はなく、より単純な形態 のパリティベースの誤り訂正でよくなる。このアプローチでは、フェイルが起き たすべての記憶ユニットの内容を“ＸＯＲ”　（排他的論理和演算）することに よりパリティ情報が生成される。得られるパリティ情報は単一の冗長記憶ユニッ トに記憶される。従って、あるひとつの記憶ユニットがフェイルした場合には、 このフェイルしたユニット上のデータは、残りの記憶ユニットからのデータとパ リティ情報をＸＯＲすることによって、置き換え記憶ユニット上に再構成できる 。
このような構成は、ミラーディスクＲＡＩＤＩアーキテクチャに比べ、Ｎ個の記 憶ユニット当たり１個の記憶ユニットを追加するだけで足りるという利点がある 。
ＲＡＩＤ３アーキテクチャは、さらに、ディスクドライブをＲＡＩＤ２システム 同様に結合して動作させ、１個のディスクドライブをパリティユニットとして使 用するという設計も可能である。
ＲＡＩＤ３アーキテクチャを装置化した例としては、マイクロポリス社のパラレ ルドライブアレイモデル１８０４ＳＣＳ　Ｉがある。このモデルは、４個の同期 化されたディスクドライブを並列的に使用しており、さらに冗長パリティドライ ブを１個使用している。４個のデータディスクドライブのうち１個がフェイルし たとしても、パリティディスクドライブに記憶されたパリティビットの使用によ って、これを回復できる。ＲＡＩＤ３システムの別の例は、０ｕｃｈ１の米国特 許第４．０９２，７３２号に述べられている。
ＲＡＩＤ３ディスクドライブメモリシステムは、ＲＡＩＤ２システムよりはるか に低い冗長度ユニット／データユニット比を有する。しかし、やはりＲＡＩＤ２ システムと同様の限界を有する。すなわち、個々のディスクアクチュエータを結 合して一斉に動作させねばならない。′単一の”アクチュエータによって１回で アクセスできるのはデータファイル１個だけであるので、データファイルが小さ い場合におけるドライブアレイに対するランダムアクセス性が影響を受ける。
このように、この点で、ＲＡＩＤ３システムは、ＯＬＴＰ用に設計されたコンピ ュータシステムには一般に適さないと考えられる。
ＲＡＩＤ４アーキテクチャは、ＲＡＩＤ３システムと同様のパリティ誤り訂正を 用いている。ＲＡＩＤ４アーキテクチャでは、ＲＡＩＤ３システムに比べ、小規 模ファイルに対するランダムアクセス性が改善されている。この改善は、個々の ディスクアクチュエータを結合せずに、より大きな最小量データ（例えばディス クセクタ）を読み出しこれを各ディスクに書き込むことによって実現されている 。この処理もブロックストライビングと呼ばれている。ＲＡＩＤ４アーキテクチ ャは、１個の記憶ユニットをパリティユニットに割り当てた構成としても実現で きる。
ＲＡＩＤ４システムの限界は、個別に動作するデータ記憶ユニットのうちあるユ ニットにデータブロックの書き込みを行う場合に、パリティユニットにも新たな パリティブロックを書き込まねばならない点にある。まず、データ記憶ユニット 上の古いデータから情報内容を除去するためには、パリティユニットに記憶され たパリティ情報を読み出し、当該古いデータとＸ０ＲＬなければならない。さら に、データ記憶ユニット上に新たなデータブロックを書き込む際、このＸＯＲの 結果得られる総和を、当該新たなデータとＸＯＲＬ、新たなパリティ情報を生成 する必要がある。そして、得られた新たなデータ及び新たなパリティ記録を、そ れぞれ、ディスクドライブに書き込む。このプロセスは一般にリードモディファ イライトシーケンスと呼ばれる。
このように、パリティユニットのパリティ記録によってカバーされる任意のデー タ記憶ユニット上で記録が変更されるたびに、パリティユニットに対するリード ／ライトが生じる。単位時間当たり記録変更回数はパリティユニットへのアクセ ス速度の関数であるので、パリティユニットがデータ書き込み操作のボトルネッ クとなり、複数のデータ記憶ユニットの並列動作によるより速いアクセス速度に 対立する。この限界のため、ＲＡＩＤ４システムは０ＬＴＰ用のコンピュータシ ステムに適切であるとは考えられない。実際、ＲＡＩＤ４システムの商業的な使 用は行われていないようである。
ＲＡＩＤＳアーキテクチャは、ＲＡＩＤ４アーキテクチャと同様のパリティ誤り 訂正並びに個別アクチュエータを用いている。ＲＡＩＤＳアーキテクチャでは、 しかし、データ及びパリティ情報を全てのアクセス可能なディスクドライブに分 散させることによって、ＲＡＩＤ４システムの書込み性能が改良されている。一 般に、“Ｎ＋ｌ”個の記憶ユニットが組で、すなわちいわゆる冗長グループとし て使用され、これらの記憶ユニットによる記憶空間が、ブロックと称される複数 の同サイズのアドレス領域に分割される。各記憶ユニットは通常同数のブロック を含んでいる。ある冗長グループを構成する各記憶ユニットがらのブロックのう ち同じユニットアドレスを有するブロックは、“ストライブ２と呼ばれる。各ス トライブは、Ｎ個のデータブロックと、そのストライブの残りのブロックについ てのパリティを含むプラス１個のパリティブロックとを、１個の記憶ユニット上 に有している。その他のストライブＵそれぞれパリティブロックを有しているか ら、パリティブロックは異なる記憶ユニット上に分散される。冗長グループ中の 各データ変更と関連するパリティ更新アクティビティは、従って、異なる記憶ユ ニット上に分散される。１個のユニットに全てのパリティ更新アクティビティが かけられるということは、全くない。
例えば５個のディスクドライブを有するＲＡＩＤ５システムでは、第１ブロツク ストライプのパリティ情報は第５ドライブに、第２ブロツクストライプのパリテ ィ情報は第４ドライブに、第３ブロツクストライプのパリティ情報は第３ドライ ブに、というように、連続するストライブのパリティブロックは一般にヘリカル パターンでディスクドライブ回りに書き込まれる。もちろん別のパターンが使用 されてもよい。
このように、パリティ情報を記憶するために１個のディスクドライブだけが使用 されることは全くな（、ＲＡＩＤ４アーキテクチャのボトルネックが解消される 。ＲＡＩＤ５システムの例は、Ｃ１ａｒｋ　ｅｔ　ａｔ、による米国特許第４， ７６１．７８５号に述べられている。
ＲＡＩＤ４システムと同様、ＲＡＩＤＳシステムの限界は、データブロックを変 更する際、２度のリード操作と２度のライト操作からなるリードモディファイラ イトシーケンスを必要とすることである。すなわち、古いパリティブロックと古 いデータブロックのリード及びＸＯＲを実行する必要があり、さらに、ＸＯＨに より得られた総和を新たなデータとＸＯＫする必要がある。新たなデータ及びパ リティブロックは、ディスクドライブに再び書き込まねばならない。２度のリー ド操作は、２度のライト操作と同様、平行して行われるものの、ＲＡＩＤ４又は ＲＡＩＤ５システムでのデータブロックの変更は、従来のディスクの同じ操作よ りさらに時間がかかる。従来のディスクでは最初のリード操作が不要であるから 、従って、ライト操作を行うべくディスクドライブが元の位置まで回転して戻る のを待たねばならない。回転待ち時間だけでも、通常のデータ変更処理に要する 時間の約５０％に達する。また、各データ変更操作の遅れに２個のディスク記憶 ユニットが巻き込まれ、全体と′してシステムのスルーブツトが制限される。
このようなライト性能ペナルティにもか・かわ石−ず１１、高・いデータ信頼性 、冗長性のための低いオーバヘッドコスト、優れたリード性能、相当の書き込み 性能によって、ＲＡＩＤＳ型システムシステムポピユラー化している。しかしな がら、パリティ更新操作に要する回転遅れ時間に起因した書込み性能ペナルティ なしに、ＲＡＩＤ５システムを有効に利用することが望まれる。
本発明はそのようなシステムを提供する。
発明の概要 本発明は、記憶ユニットに対するアクセスが間欠することを認識することにより 、ＲＡＩＤ５アーキテクチャにおける誤り訂正ブロックのボトルネックを解決す るものである。すなわち、ＣＰＵからのアクセス要求によってＲＡＩＤＳシステ ム中の１又は複数の記憶ユニットがアイドル状態となる特性を利用すると共に、 標準的なＲＡＩＤシステムにさらにコピーパックキャッシュ記憶ユニットを付加 する。本発明は、このようなシステムを動作させるための２種類の方法を提供す る。
いずれの方法においても、、ＲＡＩＤシステム中でライトが生じると、データは 即座にコピーパックキャッシュ記憶ユニット内の第１の記憶可能領域に書き込ま れる。コピーパックキャッシュ記憶ユニットへの書き込みが完了すると、この書 き込みの成功が即座にホストＣＰＵに報知される。その後、書き込まれたデータ の誤り訂正ブロックの更新を待たずに、ＣＰＵによる次の記憶ユニットアクセス が継続して行われる。
本発明の第１の方法では、記憶システム中の関連する記憶ユニットのアイドル期 間中に、コピーパックキャッシュ記憶ユニット内の各ベンディングデータブロッ ク、につ（いて誤り訂正ブクック（例えばＸＯＲパリティ）が計算され、データ ブロックとこれに対応する誤り訂正ブロックは、ＲＡＩＤシステム内のそれぞれ の適正な記憶領域にコピーサれる。また、多くのデータブロックが同一のストラ イブに書き込まれるような場合は、そのストライブ中のすべてのデータブロック から誤り訂正ブロックが一度に算出され、時間の節約ができる。この方法では、 実際には、コピーパックキャッシュ記憶ユニットはピークロードライトデータを 記憶し、その後ＣＰＵによるＩ１０アクセスの比較的な静的な期間にＲＡＩＤシ ステムへの実際の書き込み操作が完了される。
本発明の第２の方法では、ライトデータがコピーパックキャッシュ記憶ユニット にログされた後に、ＣＰＵのその他のＩ１０アクセスと重複しながら、コントロ ーラのバッファメモリ内のライトデータを使用して、ＲＡＩＤシステムコントロ ーラによる通常のリードモディファイライト操作が継続される。ここに、コピー パックキャッシュ記憶ユニットへの単純なライトが完了すると即座にＣＰＵが演 算を継続できるので、その性能が強化され、従って通常のリードモディファイラ イトＲＡＩＤシステムで生じる遅延が解消される。この方法では、コピーパック キャッシュ記憶ユニットはさらにライトデータのランニングログとしての機能も 果たす。ライトデータはコピーパックキャッシュ記憶ユニットにセーブされるの で、データの一体性が保たれ、従ってＲＡＩＤシステムに対するリードモディフ ァイライト操作が完了されない場合でさえ、アクセス可能となる。
コピーパックキャッシュ記憶ユニットは、電源が落ちてもデータが失われないよ うに、不揮発性であるのが好ましい。コピーパックキャッシュ記憶ユニットがデ ィスクドライブである場合は、障害復旧用のミラー記憶ユニットと対であるのが 望ましい。また、コピーパックキャッシュ記憶ユニットは、ディスクドライブよ りも速い書込み時間及び誤り訂正ブロック更新時間を達成できる固体記憶ユニッ トであってもよい。
本発明の好適な実施例の詳細は以下の説明と図面によって示される。発明の詳細 の開示に従って、当業者にとって多様な改良例および変化が明白なものとなるは ずである。
図１は、本発明によるコピーパックキャッシュ記憶ＲＡＩＤシステムのブロック 図である。
図２は、本発明の第１実施例によるリード／ライト操作のフローチャートである 。
図３は、本発明の第２実施例によるリード／ライト操作のフローチャートである 。
図面中、同一の符号は同じ構成要素を示す。
発明の詳細な説明 本記述を通して示される良好な実施例は一つの例として考えられ、本発明を限定 するものではない。
図１は、本発明によるコピーパックキャッシュＲＡＩＤシステムのブロック図で ある。図示されるように、ＣＰＵＩはバス２を介してアレイコントローラ３に接 続される。このアレイコントローラ３は、実施例では、フォールトトレラントコ ントローラである。アレイコントローラ３は、Ｉ１０バス（例えばＳＣ８Ｉバス ）によって、複数の記憶ユニット５ｌ−５５（５個という数字は単なる例示であ る）それぞれに接続される。記憶ユニット５ｌ−８５はフェイルから独立であり 、すなわち、あるユニットでフェイルが起きてもその他のユニットの物理的操作 に影響を及ぼさない。アレイコントローラ３は、好ましくは、個別プログラム可 能のプロセッサ（例えば、カリフォルニア州すニーヴアルのＭＩＰＳ社のＭ！Ｐ Ｓ　Ｒ３０００ＲＩＳＣプロセッサ）を含む。この種のプロセッサは、ＣＰＵ１ と独立して記憶ユニットを制御できる。
コントローラ３には、また、コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣも接続さ れている。この実施例では、コピーパック記憶ユニットＣＣは、コモンＩ１０バ ス（例えばＳＣＳ　Ｉバス）に接続されており、コピーパック記憶ユニットＣＣ と記憶ユニット５ｌ−３５との間でデータが転送される。コピーパックキャッシ ュ記憶ユニットＣＣは不揮発性であり、電源が落ちてもデータは失われない。コ ピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣがディスクドライブである場合は、フォ ールトトレランスのためミラー記憶ユニットＣＣ′と対にするのが好ましい。ミ ラー記憶ユニットＣＣ゛は、コントローラ３に接続され、コピーパックキャッシ ュ記憶ユニットＣＣに書き込まれたすべてのデータが基本的に同時にミラー記憶 ユニットＣＣ′に周知の方法で書き込まれる。コピーパックキャッシュ記憶ユニ ットＣＣは固体の記憶ユニットであってもよく、固体の場合は書込み時間及び誤 り訂正ブロック更新時間がディスクドライブよりも速くなる。そのような場合は 、固体記憶ユニットは誤り検出及び訂正回路を有し、不揮発性であるか、あるい は電源供給にバッテリのバックアップを有する。
記憶ユニット５ｌ−５５は、１又は複数の冗長グループにグループ分けされる。
以下で述べられる図例では、説明の簡略化のために、すべての記憶ユニット５ｌ −８５が１個の冗長グループに含まれるとしている。
本発明は、コントローラ３によって実行されるコンピュータプログラムとして実 現される。図２は、本発明の第１実施例におけるリード／ライトステップを示す ハイレベルフローチャートである。図３は、本発明の第２実施例におけるリード ／ライトステップを示すハイレベルフローチャートである。以下、図２及び３に 示されるステップを説明する。
ピークロード実施例 コントローラ３は、基本的に、ＣＰＵ１からの人力／出力要求を連続ベースでモ ニタする（ステップ２０）。書込み要求がベンディング中であれば（ステップ２ １）、そのデータブロックは即座にコピーバックキャッシュ記憶ユニットＣＣ内 の第１記憶可能領域に書き込まれる（ステップ２２）。このデータブロックは、 ミラー記憶ユニットＣＣ′があればそこにも記憶される。書込みはまず、コピー パックキャッシュ記憶ユニットＣＣ上の第１論理ブロツクで行われ、連続して最 終論理ブロックまで継続される。その後（アレイ中に記憶されていないブロック に重ね書きがない限り）、再び第１ブロツクでの書き込みが開始される。実施例 によると、コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣでの５ＥＥＫ操作（システ ム評価と知識交換）、すなわち記憶ユニット内のり−ド／ライトヘッドの物理的 な移動の時間消費を最小限とすることができる。
コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣに記憶される各データブロックは、そ のデータブロックが最終的に記憶されることになるアレイのロケーション（位置 ）にフラッグされ、ポインタはそのデータブロックがコピーパックキャッシュ記 憶ユニットＣＣにあることを示すようにセットされる（ステップ２３）。このロ ケーション情報及びポインタ情報は、メモリ内の個別のテーブルあるいはコピー パックキャッシュ記憶ユニットＣＣに保持される。前記テーブルは、各データブ ロックのサイズ、属性、状態に関する標準情報を含むエントリーを有するディレ クトリテーブルからなる。さらに、各エントリーは、そのデータブロックがコピ ーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣに記憶されているかアレイ（Ｓｌ−３５） に記憶されているかを示す１又は複数のフィールドと、そのデータブロックにと ってのアレイ中の“正常”ロケーションとを有する。このようなディレクトリテ ーブルの生成は当業者にとっては周知である。
アレイ中の同じロケーションに記憶されるはずのデータブロックがまだ“ベンデ ィングブロック（コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣに書き込まれたもの の５ｌ−５５のアレイへまだ転送されていないデータブロック）”である時に、 別のデータブロックがコピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣに書き込まれた 場合は、そのデータブロックのディレクトリロケーションポインタは“旧”バー ジジンではなく　“新”バージョンを指すように変更される。旧バージョンはそ れ以後無視されるが、引き続いての操作中に書き直されてもよい。
この方式で書き込み要求が処理されたなら、コントローラ３は即座にＣＰＵＩに 通報を送り、書込み処理の成功を示す（ステップ２４）。そして、モニタリング プロセスが繰り返される（ステップ２５）。ＣＰＵＩによる記憶ユニットのアク セスは、書き込まれたばかりのデータの誤り訂正ブロックの更新を待たずに継続 する。このように、コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣへのライトデータ の記憶は、ＣＰＵＩの操作面に関し−では、標準ＲＡＩＤシステムのリードモデ ィファイライトシーケンスを必要としないので、アレイの書き込みのスルーブツ ト時間は非冗長システムと同じであるように見える。
ライト要求がベンディング中でない場合は（ステップ２１）、コントローラ３は 読出し要求がベンディングであるかどうかをテストする（ステップ２６）。読出 し要求がベンディング中であれば、コントローラ３はディレクトリを読み取って 、要求された各データブロックのロケーションを検出する（ステップ２７）。
要求されたデータブロックがアレイ中にない場合は（ステップ２８）、コントロ ーラ３はコピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣからブロックを読み出し、そ れをＣＰＵＩへ転送する（ステップ２９）。その後モニタリングプロセスが繰り 返される（ステップ３０）。要求されたデータブロックがアレイ中にあれば（ス テップ２８）、コントローラ３はアレイ（Ｓｌ−８５）から通常の方式でブロッ クを読み出し、それをＣＰＵ１へ送る（ステップ３１）。その後モニタリングプ ロセスが繰り返される（ステップ３２）。
本発明のいくつかの実施例では、コントローラ３内にディスクキャッシュメモリ を含む。もちろんそのようなキャッシュでも明らかに読み出し要求は満たされる 。
アレイ中の特定の記憶ユニットについてベンディングされているライト／ソー− ドが全くない場合は、これらの記憶ユニットがＣＰＵＩのＩ１０アクセスに関し て“アイドル”状態であることを示し、コントローラ３は、そのアイドル記憶ユ ニット上のロケーションにフラッグされた“ベンディングブロック０があるかど うかをチェックする。ベンディングブロックが全くなければ（ステップ３３）、 コントローラ３はモニタリングの周期を再開する（ステップ３４）。
ベンディングブロックが存在すれば（ステップ３３）、コントローラ３はコピー パックキャッシュ記憶ユニットＣＣからベンディングブロックを読み取る（ステ ップ３５）。コントローラ３はそのベンディングブロックをアレイの適正なロケ ーションに書き込み、このベンディングブロックに基づいて計算される新たな誤 り訂正ブロックをめ記憶する。
本発明の良好な実施形態では、誤り訂正ブロックはパリティ情報を含む。このよ うに、ディレクトリに記憶されたベンディングブロックの位置情報で示されるア レイ位置に対応する古いデータブロックと古い誤り訂正ブロックとを読み取るこ とによって、そのベンディングブロックにおける誤り訂正ブロックの更新が達成 される（ステップ３６）。コントローラ３はその後、旧データブロックと、ベン ディングデータブロックと、旧誤り訂正ブロックとをＸＯＲして、新規の誤り訂 正ブロックを生成する（ステップ３７）。この新誤り訂正ブロックとベンディン グブロックはアレイ５ｌ−Ｓ５の適正なロケーションに書き込まれる（ステップ ３８）。
多数のベンディングブロックが同一のストライブに書き込まれるような場合は、 そのストライブ中の更新されていない全てのデータブロックを読み出し、これら のデータブロックをベンディングブロックとＸＯＲして新たな誤り訂正ブロック を生成し、ベンディングブロックと新誤り訂正ブロックとをアレイに書き込むこ とによって、そのストライブ中のすべてのデータブロックに関する誤り訂正が一 度に算出される。これによって時間の節約が実現される。
ベンディングブロックがコピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣからアレイに 送られたなら、そのブロックのためのディレクトリエントリーは修正され、その データブロックがコピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣにではなく、アレイ 中にあることを示す（ステップ３９）。その後、コントローラ３はモニタリング の周期を再開する（ステップ４０）。
本発明は連鎖的な分岐プロセスを条件として述べられているが、個別のタスクが 同時に行われるようなマルチタスクシステムにおいて実施されることも可能であ る。そのような場合、上述のり−ド／ライトプロセス、及びベンディングブロッ クの転送は、同時に行われる個別のタスクとして実行される。従って、図２のス テップ２１．２６．３３で示されるテストは、データブロックを読み取り、書き 込み、ベンディングブロックを転送するために、関連タスクの要求中に暗黙のう ちに行われる。例えば、コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣからアレイ中 の記憶ユニットへのベンディングブロックの転送は、アレイ中の別の記憶ユニッ トへの読取り操作と同時に行われてもよい。また、コントローラ３がアレイ中の 各記憶ユニットにおける多数のＩ１０要求を“スタック“できるタイプのアレイ であれば（多くのＳＣ５ＩベースのＲＡＩＤシステムがそうであるように）、上 述の処理操作は同じ記憶ユニットへのアクセスに関しては“同時に°行うこと上 述の実施例におけるように、コントローラ３は基本的に連続ベースでＣＰＵ１か らの入出力要求をモニタする（ステップ５０）。この実施例では、コントローラ ３には比較的大きな（例えば１メガバイト）のデータバッファが設けられ、アレ イに書き込まれるはずのデータを一時的に格納する。書込み要求がベンディング 中であれば（ステップ５１）、そのデータブロックはコントローラ３によって、 即座にコピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣの第１記憶可能位置に書き込ま れる（ステップ５２）。このデータブロックはミラー記憶ユニットＣＣがある場 合はそこにも記憶される。書込みは、コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣ 上の第１論理ブロツクから始められ、それに続いて最終論理ブロックまで継続し て行われる。その後、（アレイ中に記憶されなかったブロックが重ね書きされな い限り）書き込みは再び第１ブロツクから開始される。この良好な方法ではコピ ーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣでの５ＥＥＫ操作を最小限にする。
第１実施例では、５ＥＥＫ操作はアイドルタイムにベンディングブロックを引き 出してアレイへ転送することが必要とされたが、この実施例では、コピーパック キャッシュ貯蔵記憶ユニットＣＣは書き込みデータのランニングログとしての役 割を果たす。第１実施例とは対称的に、５ＥＥＫ操作は、現行の領域がふさがっ ている場合に次のデータ書込み領域（例えばディスクドライブ中の次のシリンダ ）への変更のために、あるいは記憶ユニットの最終論理位置に達した後に開始論 理位置にライト／リードヘッドをリセットするために、もしくは機能不全の後に データブロックを５ＥＥＫするためだけに必要とされる。
コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣ上に記憶された各データブロックは、 そのデータブロックが最終的に記憶されることになるアレイ中のロケーションと 、コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣ内でのロケーションとを用いてフラ ッグされ、ポインタは、そのデータブロックがコントローラバッファの中にある ことを示すようにセットされる（ステップ５３）。先と同様に、このようなロケ ーションとポインタ情報はディレクトリテーブルに保持される。
コントローラ３のバッファによって、第２の実施例の「ベンディングブロック」 の定義は第１実施例での定義といくぶん異なってくる。「ベンディングブロック 」とは、コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣに書き込まれはしたものの、 コントローラバッファからアレイ５ｌ−８５に転送されていないデータブロック のことである。
アレイ中の同じロケーションに記憶されるはずのデータブロックがまだコントロ ーラバッファ内の“ベンディングブロック１である間に別のデータブロックがコ ピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣに書き込まれた場合は、そのデータブロ ックのためのディレクトリロケーションポインタは、コピーパックキャッシュ記 憶ユニットＣＣとバッファの双方で旧バージョンから新バージョンを示すように 変更される。この旧バージョンはそれ以後無視されるが、その後の操作で書き直 されることも可能である。
書込み要求がこの方式で処理されたならば、コントローラ３は書込み操作が成功 した旨をＣＰＵＩに報知する（ステップ５４）。そしてモニタリングプロセスが 繰り返される（ステップ５５）。書き込まれたばかりのデータブロックの誤り訂 正ブロックの更新を待たずに、ＣＰＵ１による次の記憶ユニットアクセスが継続 される。このように、コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣへの書込みデー タの記憶は、ＣＰＵ１の操作に関して標準ＲＡＩＤシステムのリードモディファ イライトシーケンスを必要としないので、アレイの書込み応答時間は、非冗長シ ステムと同じように見える。
書込み要求がベンディングでない場合は（ステップ５１）、コントローラ３は読 取り要求がベンディングであるかどうかをテストする（ステップ５６）。読出し 要求がベンディングであれば、コントローラ３はディレクトリテーブルを読み取 って要求された各データブロックのロケーションを検出する（ステップ５７）。
要求されたデータブロックがアレイ中にあれば（ステップ５８）、コントローラ ３は通常の方法でアレイ（Ｓｌ−Ｓ５）からそのブロックを読み出して、それを ＣＰＵ１に送る（ステップ５９）。そしてモニタリングプロセスが繰り返される （ステップ６０）。
要求されたデータブロックがアレイ中にないとしたら（ステップ５８）、そのブ ロックはコントローラ３のバッファ内にあるはずである。コントローラ３はバッ ファからＣＰＵＩへとそのデータブロックを転送する（ステップ６１）。バッフ ァは機械的な冗長期間なしに電子の速度で操作するので、この操作は第１の実施 例と比べて非常に速い。そして、モニタリングプロセスが繰り返される（ステッ プ６２）。
アレイ中の特定の記憶ユニットにおいてベンディング中の書込みあるいは読出し 操作がない場合は、これらの記憶ユニットはＣＰＵＩのＩ１０アクセスに関して “アイドル１であることを示し、コントローラ３は、バッファ中にアイドル記憶 ユニットのロケーションにフラッグされた１ベンデイングブロツク１があるかど うかをチェックする。ベンディングブロックがまったくなければ（ステップ６３ ）、コントローラ３はモニタリングの周期を再開する（ステップ６４）。
ベンディングブロックが存在すれば（ステップ６３）、コントローラ３はそのベ ンディングブロックにアクセスしくステップ６５）、このベンディングプロ・ツ クに基づいて新規の誤り訂正ブロックを算出して記憶する。前述と同様に、本発 明の実施例では、誤り訂正ブロックはパリティ情報を含む。このように、このベ ンディングブロックにおける誤り訂正ブロックの更新は、ディレクトリに記憶さ れたベンディングブロックの位置情報によって示されるアレイ位置に対応する旧 データブロックと旧誤り訂正ブロックとを読み出すことによって達成される（ス テップ６６）。コントローラ３はこの旧データプロ・ｙりとベンディングデータ ブロックと旧誤り訂正ブロックとをＸＯＲして、新規の誤り訂正プロ・ツクを生 成する（ステップ６７）。この新規の誤り訂正ブロックとベンディングブロック はアレイ５ｌ−５５に書き込まれる（ステップ６８）。
また、多くのベンディングブロックが同じストライブに書き込まれる場合は、そ のストライブ中の更新されない全てのデータブロックを読み取り、これらのデー タブロックをベンディングブロックとＸＯＲして新規の誤り訂正ブロックを生成 し、ベンディングブロックと新規の誤り訂正ブロックとをアレイに書き込むこと によって、そのストライプ中のすべてのデータブロックに関して誤り訂正が一度 に計算され得る。こうして時間の節約が実現される。
ベンディングブロックがコントローラ３のバッファからアレイに転送されたなら ば、ディレクトリが変更され、そのベンディングブロックはもはやコビーノく・ ツクキャッシュ記憶ユニットＣＣもしくはバッファ内で有効でないことを示す（ ステップ６９）。古いベンディングブロックはそれ以後無視されるが、その後の 操作で書き直されてもよい。そしてコントローラ３はモニタリングサイクルを再 開する（ステップ７０）。
すべてのデータブロックがバッファからアレイに書き込まれる前にシステムの不 全が起きた場合は、コントローラ３はコピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣ からアレイに書き込まれな力じたベンディングブロックを読み取り、選択された ベンディングブロックをアレイに書き込む。
本発明は連鎖的な分岐プロセスの下に述べられてきたが、別個のタスクを同時に 行うマルチタスクシステムで本発明が実践実行されてもよい。図３のステップ５ Ｌ　５６．６３で示されるテストは、データブロックの書き込み、読み取り、ベ ンディングブロックの転送のために、関連タスクの要求中に暗黙のうちに実行さ れる。
このように、本発明は、ＣＰＵＩによるＩ１０アクセスに関する無装荷状態がな い限り、標準的なエラー訂正改訂操作に生じる循環的な冗長時間に起因する書き 込み実行のペナルティなしに、ＲＡＩＤシステムの利点を提供するものである。
どのアレイ記憶ユニットにおけるアイドルタイムも生産的に活用され、ＣＰＵＩ による比較的非活動的な瞬間に、コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣに記 憶されるデータが（キャッシュ自体から、あるいはコントローラーのバッファか ら）アレイに書き込まれることとなる。
本発明の実施例の数々が述べられてきたが、本発明の神髄と範囲から離脱するこ となく多様な変形が可能であることを理解されたい。例えば、本発明はＲＡＩＤ ３、ＲＡＩＤ４あるいはＲＡＩＤＳのシステムと共に用いられてもよい。また、 必要な冗長情報のために、ＸＯＲ生成されたパリティとともに、あるいはこのパ リティの代わりに他の誤り訂正方法が用いられてもよい。リード−ソロモンコー ドを使用したこのような方法のひとつは、「アレイディスクドライブシステムお よび方法」と題された同一出願人による１９８８年１１月１４日出願の米国特許 出願節２７０．７１３号に開示されている。
多くのＲＡＩＤシステムに見られる別の例としては、即座に支障が起きたアクテ ィブ記憶ユニットの代用となる“ホットスペア２記憶ユニツトが挙げられる。
本発明はそのような“ホットスペア１をコピーパックキャッシュ記憶ユニットＣ Ｃとして用いることによってことによって実践されてもよく、コピーパックキャ ッシュ機能専用の記憶ユニットの必要性を解消する。′ホットスペア”が本来の 目的のために必要とされる場合は、ＲＡＩＤシステムは代用ディスクが与えられ るまでノンコピーパックキャッシュモードになる。
また別の例では、コピーパックキャッシュ記憶ユニットＣＣは、実施例での共通 の！１０バス（例えばＳＣ８Ｉバス）ではなく専用バスを介してコントローラ３ に取り付けられてもよい。
このように、本発明は図示される特定の実施例に限定されるものではなく、添付 クレームの範囲によってのみ限定されるものである。
ＦＩＧ、　１ 国際調査報告 フロントページの続き （７２）発明者　ウォーカ　マーク アメリカ合衆国　カリフォルニア州　ロスガトス　ギスト　ロード　２００００ （７２）発明者　ルイ　アルバート アメリカ合衆国　カリフォルニア州−サンホセ　へりテーツ　バレー　ドライブ

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １．以下を備えるフォールトトレラント記憶装置アレイ。 ａ．少なくともデータブロック及びこれに対応する誤り訂正ブロックを含む一般 に複数のブロックにより構成されたストライプの形式で、情報を記憶する障害か ら独立した複数個の記憶ユニット ｂ．データブブックを一時記憶する少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記 憶ユニット ｃ．上記複数個の記憶ユニット及び上記少なくとも１個のコピーバックキャッシ ュ記憶ユニットに接続され、機能（１）〜（３）を有する制御手段を含む記憶ユ ニットコントローラ （１）受信したデータブロックを上記少なくとも１個のコピーバックキャッシュ 記憶ユニット上にペンディングデータブロックとして初期的に書き込む機能 （２）上記複数個の記憶ユニットのうち少なくともいずれかの記憶ユニットのア イドルタイムにおいて処理（ａ）〜（ｃ）を実行する機能（ａ）少なくとも１個 のベンディングデータブロックを、少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記 憶ユニットから読み出す処理（ｂ）各ペンディングデータブロックに対応する誤 り訂正ブロックを生成する処理 （ｃ）読み出されたペンディングデータブロック及びこれに対応する誤り訂正ブ ロックを、アイドル状態にある記憶ユニット上の対応するストライプに書き込む 処理 （３）要求されたデータブロックが上記複数の記憶ユニット上に書き込まれてい ないときに、当該要求されたデータブロックを、少なくとも１個のコピーバック キャッシュ記憶ユニットから読み出し、それ以外の場合には上記複数の記憶ユニ ットから読み出す機能２．請求項１記載の記憶装置アレイにおいて、上記少なく とも１個のコピーバックキャッシュ記憶ユニットに対する受信記録の書き込みが 終了したことを、制御手段が実質的に瞬時に確認する記憶装置アレイ。 ３．請求項１記載の記憶装置アレイにおいて、制御手段により実行される処理の うち、各ペンディングデータブロックに対応する誤り訂正ブロックを生成する処 理が、さらに、新たな誤り訂正ブロックを、上記少なくとも１個のペンディング ブロック並びに上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するストライプから 読み出された対応する古い誤り訂正ブロック及び対応する古いデータブロックの 関数として生成する処理を実行する記憶装置アレイ。 ４．請求項３記載の記憶装置アレイにおいて、上記新たな誤り訂正ブロックを生 成する処理が、さらに以下の処理を含む記憶装置アレイ。 ａ．上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するストライプから対応する古 いデータブロックを読み出す処理 ｂ．上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するストライプから対応する古 い誤り訂正ブロックを読み出す処理 ｃ．上記古いデータブロック、上記古い誤り訂正ブロック及び上記ペンディング データブロックの排他的論理和を演算することにより、上記新たな誤り訂正ブロ ックを生成する処理 ５．フェイルと独立な複数個の記憶ユニットを備え、当該複数個の記憶ユニット が少なくともデータブロック及びこれに対応する誤り訂正ブロックを含む一般に 複数のブロックにより構成されたストライプの形式で情報を記憶するフォールト トレラント記憶装置アレイに、以下のステップによりデータを記憶する方法。 ａ．データブロックを一時記憶する少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記 憶ユニットを設けるステップ ｂ．受信したデータブロックを上記少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記 憶ユニット上にペンディングデータブロックとして初期的に書き込むステップｃ ．上記複数個の記憶ユニットのうち少なくともいずれかの記憶ユニットのアイド ルタイムにおいて処理（１）〜（３）を実行するステップ（１）少なくとも１個 のペンディングデータブロックを、少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記 憶ユニットから読み出す処理（２）各ペンディングデータブロックに対応する誤 り訂正ブロックを生成する処理 （３）読み出されたペンディングデータブロック及びこれに対応する誤り訂正ブ ロックを、アイドル状態にある記憶ユニット上の対応するストライプに書き込む 処理 ｄ．要求されたデータブロックが上記複数の記憶ユニット上に書き込まれていな いときに、当該要求されたデータブロックを、少なくとも１個のコピーバックキ ャッシュ記憶ユニットから読み出し、それ以外の場合には上記複数の記憶ユニッ トから読み出すステップ ６．請求項５記載の方法において、上記少なくとも１個のコピーバックキャッシ ュ記憶ユニットに対する受信記録の書き込みが終了したことを実質的に瞬時に確 認するステップを含む方法。 ７．請求項５記載の方法において、各ペンディングデータブロックに対応する誤 り訂正ブロックを生成する処理が、さらに、以下の処理を含む方法。 ａ．上記新たな誤り訂正ブロックを、上記少なくとも１個のペンディングブロッ ク並びに上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するストライプから読み出 された対応する古い誤り訂正ブロック及び対応する古いデータブロックの関数と して生成する処理 ８．請求項７記載の方法において、上記新たな誤り訂正ブロックを生成する処理 が、さらに以下の処理を含む方法。 ａ．上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するストライプから対応する古 いデータブロックを読み出す処理 ｂ．上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するストライプから対応する古 い誤り訂正ブロックを読み出す処理 ｃ．上記古いデータブロック、上記古い誤り訂正ブロック及び上記ベンディング データブロックの排他的論理和を演算することにより、上記新たな誤り訂正ブロ ックを生成する処理 ９．以下を備えるフォールトトレラント記憶装置アレイ。 ａ．少なくともデータブロック及びこれに対応する誤り訂正ブロックを含む一般 に複数のブロックにより構成されたストライプの形式で、情報を記憶する障害か ら独立した複数個の記憶ユニット ｂ．データブロックを一時記憶する少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記 憶ユニット ｃ．上記複数個の記憶ユニット及び上記少なくとも１個のコピーバックキャッシ ュ記憶ユニットに接続され、バッファメモリ及び機能（１）〜（４）を有する制 御手段を含む記憶ユニットコントローラ（１）受信したデータブロックを上記少 なくとも１個のコピーバックキャッシュ記憶ユニット上に初期的に書き込む機能 （２）受信したデータブロックをバッファメモリにペンディングデータブロック として記憶する機能 （３）上記複数個の記憶ユニットのうち少なくともいずれかの記憶ユニットのア イドルタイムにおいて処理（ａ）〜（ｃ）を実行する機能（ａ）バッファメモリ 上の少なくとも１個のペンディングデータブロックにアクセスする処理 （ｂ）各ベンディングデータブロックに対応する誤り訂正ブロックを生成する処 理 （ｃ）アクセスされたペンディングデータブロック及びこれに対応する誤り訂正 ブロックを、アイドル状態にある記憶ユニット上の対応するストライプに書き込 む処理 （４）要求されたデータブロックが上記複数の記憶ユニット上に書き込まれてい ないときに、当該要求されたデータブロックを、バッファメモリから読み出し、 それ以外の場合には上記複数の記憶ユニットから読み出す機能１０．請求項９記 載の記憶装置アレイにおいて、上記少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記 憶ユニットに対する受信記録の書き込みが終了したことを、制御手段が実質的に 瞬時に確認する記憶装置アレイ。 １１．請求項９記載の記憶装置アレイにおいて、制御手段により実行される処理 のうち、各ペンディングデータブロックに対応する誤り訂正ブロックを生成する 処理が、さらに、新たな誤り訂正ブロックを、上記少なくとも１個のペンディン グブロック並びに上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するストライプか ら読み出された対応する古い誤り訂正ブロック及び対応する古いデータブロック の関数として生成する処理を実行する記憶装置アレイ。 １２．請求項１１記載の記憶装置アレイにおいて、上記新たな誤り訂正ブロック を生成する処理が、さらに以下の処理を含む記憶装置アレイ。 ａ．上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するストライプから対応する古 いデータブロックを読み出す処理 ｂ．上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するストライプから対応する古 い誤り訂正ブロックを読み出す処理 ｃ．上記古いデータブロック、上記古い誤り訂正ブロック及び上記ペンディング データブロックの排他的論理和を演算することにより、上記新たな誤り訂正ブロ ックを生成する処理 １３．請求項９記載の記憶装置アレイにおいて、バッファメモリから上記複数個 の記憶ユニットヘの全ての対応するデータブロックの書き込みに際して記憶ユニ ットコントローラにフェイルが発生したときに、上記少なくとも１個のコピーバ ックキャッシュ記憶ユニットから選択されたデータブロックを読み出し、この選 択されたデータブロックを上記複数個の記憶ユニットに書き込む手段を含む記憶 装置アレイ。 １４．障害から独立した複数個の記憶ユニットを備え、当該複数個の記憶ユニッ トが少なくともデータブロック及びこれに対応する誤り訂正ブロックを含む一般 に複数のブロックにより構成されたストライプの形式で情報を記憶するフォール トトレラント記憶装置アレイに、以下のステップによりデータを記憶する方法。 ａ．バッファメモリ及びデータブロックを一時記憶する少なくとも１個のコピー バックキャッシュ記憶ユニットを設けるステップｂ．受信したデータブロックを 上記少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記憶ユニット上に初期的に書き込 むステップｃ．受信したデータブロックをバッファメモリにペンディングデータ ブロックとして一時記憶させるステップ ｄ．上記複数個の記憶ユニットのうち少なくともいずれかの記憶ユニットのアイ ドルタイムにおいて処理（１）〜（３）を実行するステップ（１）バッファメモ リ上の少なくとも１個のペンディングデータブロックにアクセスする処理 （２）各ベンディングデータブロックに対応する誤り訂正ブロックを生成する処 理 （３）アクセスされたベンディングデータブロック及びこれに対応する誤り訂正 ブロックを、アイドル状態にある記憶ユニット上の対応するストライプに書き込 む処理 ｅ．要求されたデータブロックが上記複数の記憶ユニット上に書き込まれていな いときに、当該要求されたデータブロックをバッファメモリから読み出し、それ 以外の場合には上記複数の記憶ユニットから読み出すステップ１５．請求項１４ 記載の方法において、上記少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記憶ユニッ トに対する受信記録の書き込みが終了したことを、制御手段が実質的に瞬時に確 認するステップを含む方法。 １６．請求項１４記載の方法において、各ベンディングデータブロックに対応す る誤り訂正ブロックを生成する処理が、以下の処理を含む方法。 ａ．新たな誤り訂正ブロックを、上記少なくとも１個のペンディングブロック並 びに上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するストライプから読み出され た対応する古い誤り訂正ブロック及び対応する古いデータブロックの関数として 生成する処理 １７．請求項１６記載の方法において、上記新たな誤り訂正ブロックを生成する 処理が、さらに以下の処理を含む方法。 ａ．上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するストライプから対応する古 いデータブロックを読み出す処理 ｂ．上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するストライプから対応する古 い誤り訂正ブロックを読み出す処理 ｃ．上記古いデータブロック、上記古い誤り訂正ブロック及び上記ペンディング データブロックの排他的論理和を演算することにより、上記新たな誤り訂正ブロ ックを生成する処理 １８．請求項１４記載の方法において、バッファメモリから上記複数個の記憶ユ ニットヘの全ての対応するデータブロックの書き込みに際して記憶ユニットコン トローラにフェイルが発生したときに、上記少なくとも１個のコピーバックキャ ッシュ記憶ユニットから選択されたデータブロックを読み出し、この選択された データブロックを上記複数個の記憶ユニットに書き込む手段を含む記憶装置アレ イ。
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