JPH07168675A - データ記憶システム及びその動作方法 - Google Patents

データ記憶システム及びその動作方法

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JPH07168675A
JPH07168675A JP5242228A JP24222893A JPH07168675A JP H07168675 A JPH07168675 A JP H07168675A JP 5242228 A JP5242228 A JP 5242228A JP 24222893 A JP24222893 A JP 24222893A JP H07168675 A JPH07168675 A JP H07168675A
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Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【目的】 固定ブロック(FBA) フォーマットの直接アク
セス記憶装置(DASD)の同期アレイを、可変長(CKD) フォ
ーマットのレコードを記憶し更新する。 【構成】 異なる読取、書込ヘッド配列に適合するマイ
クロジョギング（μＪ）又は内側のトラックよりも外側
の方が高いブロック・カウントのバンド式ディスク構成
を必要とする読取、書込ヘッド技術を用いてより高い記
録密度を得るDASDでの使用に適する。磁気抵抗性ヘッド
は物理トラック位置読取後の記録用書込みヘッドを再整
列するμＪを必要とし、本発明は位相シリンダ、トーラ
スのような所定の循環方法で配列の連続的なブロックの
斜方向記号シーケンスを含む論理トラックを有するDASD
スタガー・アレイ構成を用いる。そのなかのDASDの最小
限必要数は固定ブロック・サイズ (B)、ブロック間ギャ
ップ・サイズ (G)、平均DASDデータ転送速度(D) 及びμ
Ｊ遅延時間(T) で制限される。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はカウント・キー・データ
(CKD) レコードの直接アクセス記憶装置(DASD)に関し、
より詳しくは、バンドを用いるDASDアレイ上の固定ブロ
ック・アーキテクチャ(FBA) レコードならびに別個の読
取りヘッド及び書込みヘッドを用いるCKD DASDシステム
に関する。
【０００２】
【従来の技術】固定ブロック・アーキテクチャ(FBA) は
ディスク・ファイルをフォーマティングするために用い
られる共通の構成である。FBA フォーマットディスク・
ファイルでは、各同心ディスク・トラックは複数の同サ
イズのセクタに分割され各セクタは各々がサーボ情報、
識別情報(ID)及びデータを有する固定長ブロックを含
む。Hetzler 及びBestによる米国特許出願第07/727680
号 (1991年７月10日出願)明細書に開示されているNO-ID
手法の使用によりFBA フォーマットの装置からIDフィ
ールドを除去することが可能である。
【０００３】IBM 社のカウント・キー・データ(CKD) ア
ーキテクチャは技術的に周知の可変長レコード構成であ
る。ハイエンドのIBM システムはMVS オペレーティング
システムによるCKD フォーマットを用いる。各CKD レコ
ードは固定長カウント・フィールド、任意選択のキー・
フィールド及び可変長データ・フィールドを含む。固定
長カウント・フィールドは可変長データ・フィールドの
長さを決め任意選択のキー・フィールドはCKD レコード
を識別するように作用する。これらのフィールドの各々
は直接アクセス記憶装置(DASD)トラックに沿って配置さ
れ所定の固定サイズのギャップにより分離される。この
ギャップが一定の速度で読取り又は書込みヘッドの下を
回転することにより、システムが次のフィールドを処理
する用意をする時間間隔が決まる。
【０００４】データ記憶技術関連分野では、DASD記憶密
度及びアクセス効率を増す多数の手法を提案されてい
る。DASD記憶容量が増すにつれて、信頼性はデータ記憶
技術で考慮すべき重要な問題であり続ける。更に、トラ
ック間隔が減少すると、読取り及び書込みヘッド位置決
めの公差がかなり厳しくなる。
【０００５】より新しい大容量DASDでは、トラック幅が
狭く磁気抵抗ヘッドが使用されることがある。整列不良
及びヘッドの斜行から起きる磁気抵抗読取り及び書込み
ヘッドの中心線間の相対的オフセットのために、読取り
動作から書込み動作に切替えるとき共有ヘッド・アクチ
ュエータをマイクロジョギングするための準備が行なわ
れる。このアクチュエータ・マイクロジョギングは、目
的セクタを見つけたのち読取りから書込みに切替えると
き中心線のオフセットを補償するヘッド再整列を可能に
する。
【０００６】マイクロジョギング動作は、 "読取り" 動
作から "書込み" 動作に又はその逆に切替えるとき行な
われるアクチュエータ・アセンブリの半径方向位置に対
するトラック微調整として理解できる。読取りのとき、
アクチュエータ・アセンブリは、回転ディスク面に記録
されたデータ・トラックの中心と精密に位置合わせされ
るように調整される。書込みのとき、アクチュエータ・
アセンブリは、書込みヘッド中心線をトラックと位置合
わせする方向に僅かに移動される。シングル・ヘッドが
用いられる場合、読取り動作と書込み動作の間の "実
効" ヘッド中心線の変動のためにマイクロジョギングを
必要とすることがある。マイクロジョギングの精密な量
はヘッド特性、サーボ・トラック特性及びその他の物理
的な要素による。マイクロジョギングは通常はDASD制御
装置からのコマンドによって行なわれる。
【０００７】CKD システムでは、DASDは最初にカウント
・フィールド (読取り) を見つけたのち次のデータ・フ
ィールドを更新する (書込む) 必要がある。より新しい
磁気抵抗ヘッドを有する高密度装置では、カウント・フ
ィールドが読取られた後及びデータ・フィールドが書込
まれる前に、ヘッド・アクチュエータをマイクロジョギ
ングする必要がある。典型的なDASDでは、カウント・フ
ィールドの終りと次のデータ・フィールドの始まりの間
におよそ70ミリ秒のギャップがある。たぶん、前記マイ
クロジョギングを実行するために300 ミリ秒〜500 ミリ
秒が必要とされ、これはフィールド間ギャップの遅延よ
りも数倍長い。従って、前記装置では、フィールド間ギ
ャップの遅延を数倍に増すか又はディスク回転を遅らせ
て所要のマイクロジョギング時間遅延を与える。前者の
オプションはディスク容量をかなり無駄にし後者はディ
スク・アクセス時間及び転送速度をかなり無駄にする。
【０００８】より新しいDASDは、より大きい半径に配列
されたトラックの線形容量の増大を利用するために "バ
ンド" 方式でフォーマティングすることもできる。すな
わち、ディスク面は複数の同心 "バンド" に分割され、
各バンドはシングル物理トラック容量のフォーマットに
入れられた複数のトラックを有する。所与の線形トラッ
ク・データ密度に関して、内側のバンドにおけるトラッ
ク容量は外側のバンドにおけるトラック容量よりも少な
い。従って、シングル・ディスクのなかのトラック容量
は、線形トラック密度を変えずに、数百％変わることが
あり得る。バンド式装置は、特別なオペレーティングシ
ステムの変更が与えられない限り、固定トラック容量を
必要とするデータフォーマットで用いることができな
い。
【０００９】R.A. Azizは ("Data Storage", IBM Techn
ical Disclosure Bulletin, Vol. 20,No.7, December 1
977, pp. 2581-2583で) DASD内の記憶ディスク記録容量
を増すバンド式螺旋トラックフォーマットを提案してい
る。Azizは、更新されたとき完全に再書込みされる各同
心バンド内のシングル螺旋セグメントを使用するが全体
又は一部で反復して読取りできることを開示している。
Azizは、この螺旋手法は従来の技術で知られている非バ
ンド式同心トラック手法と較べて各ディスクのデータ記
憶容量を倍増すると主張している。しかしながら、Aziz
の螺旋トラックは編集のためには実際的ではなく、更新
されたとき完全に重ね書きする必要がある。
【００１０】データ記憶技術における従来からの信頼性
の問題に対して幾つかの有効な解法が提案されている。
DASD記憶容量が増大するにつれて、シングルDASD故障の
全システムに及ぼす影響も増大する。一般に、オンライ
ン・バックアップ・データ記憶装置が設けられない限
り、DASD故障は全システムを停止させる。この問題の１
つの解法は、David A. Patterson外により "A Case for
Redundant Arrays of Inexpensive Disks (RAID)", AC
M SIGMOD Conference, June 1988, pp. 109-116に記載
された、冗長アレイの低価格ディスク(RAID)アーキテク
チャとして技術的に知られている。
【００１１】データ記憶技術は、FBA フォーマットDASD
を用いると同時に可変長 (例えば、CKD フォーマット)
をエミュレートする手法を十分にもっている。FBA DASD
は前述の米国特許出願第07/727680 号明細書に開示され
た"NO-ID" 手法よりも効率的に作られる。一般に、FBA
ディスクをホスト・オペレーティングシステムに対する
CKD ディスクとして演じさせるために、DASD制御装置で
CKD エミュレーションが実行される。パリティを有する
RAID記憶システムの導入は、FBA フォーマットDASDアレ
イで用いるCKD エミュレーション方法を明確に必要とし
ている。
【００１２】米国特許第5072378 号では、Paul S. Mank
a は可変長CKD レコードのフォールトトレラント記憶装
置に適する独立して記憶されたパリティを有するDASD R
AIDシステムを開示している。Manka は、１つのDASDが
故障するか又は使用できなくなる場合、残りのレコード
・セグメントをパリティ・ブロックと組合わせることに
より、影響を受けたレコード・セグメントを再構築でき
るようパリティ・ブロックを記憶する別個のDASDの使用
を提案している。Manka のシステムは、物理トラック位
置にある論理セクタをインターリーブする仮想トラック
・イメージング手法を用いることにより、オペレーティ
ングシステムの変更なしに記憶効率を高め可変長データ
・レコードを提供する。
【００１３】Menon は、米国特許出願第07/679455号(19
91年４月２日出願) 明細書でFBA フォーマットDASDの同
期アレイに記憶された可変長レコードをアクセスするシ
ステムを開示している。Menon は、可変長CKD レコード
の各々を等しい固定長FBA ブロックに分割し前記ブロッ
クをDASDアレイに列記号順に同期書込みするシステムを
提案している。Menon の列記号順は、各CKD レコード
(カウント・フィールド) の最初のブロックが(N+2) DAS
Dアレイの(N+1) 番目のDASDにおいて１カラムだけオフ
セットされて記憶されるように強制される。最後の(N+
2) 番目のDASDは、技術的に既知のものと類似の方法で
フォールトトレランスを与えるパリティ・ブロックを記
録するために予約される。しかしながら、読取り動作か
ら書込み動作に又はその逆に切替えるときにヘッド・ア
クチュエータをマイクロジョギングする必要がある状況
では、Menon のシステムはディスク回転を維持できなく
なる。すなわち、読取り配列から書込み配列に切替える
のに必要な遅延により、Menonのシステムは最初のディ
スク回転中に目標フィールドをミスし、次の回転中に目
標ブロックが書込みヘッドの下を再び通過するまで待つ
必要がある。Menon は技術的に既知のバンド式ディスク
フォーマットにより導入された可変トラック容量に適応
する手段についての提案も示唆もしていない。
【００１４】前述のHetzler 及びBestによる特許出願は
マイクロジョギング問題に対する部分的な解法を提案し
ている。ブロック見出しには別々のID領域が組込まれな
いので、読取り書込み回復ギャップがFBA フォーマット
ディスクのブロック間読取り書込み遷移と一緒に除去さ
れる。初期の固定ブロック・アーキテクチャにより、デ
ータ・フィールドの書込みはIDフィールドの前読取りを
必要とする。IDフィールドとデータ・フィールドの間の
マイクロジョギングを完了できないので、ブロック間マ
イクロジョギング中にディスク回転が維持できなくなる
に違いない。前述のHetzler 及びBestによる特許出願で
開示されたNO-ID フォーマットはこのブロック間読取り
書込み遷移を除去する。しかしながら、前述のように、
Hetzler及びBestはFBA フォーマットのみを論議し、技
術的に既知のCKD フォーマットのような可変長レコード
について考慮も示唆もしていない。
【００１５】L. Levy は、"Skewed Format Method For
Personal Computer Hard Disks ToReduce Rotational L
atency Delays", IBM Technical Disclosure Bulletin,
Vol. 29, No. 4, September 1986, pp. 1867-8で、例
えばトラック間シーク動作又はマイクロジョギング動作
により導入された回転待ち時間遅延 (失われた回転)を
減らすスキュー・セクタフォーマットを提案している。
Levyは隣接する同心トラック上のセクタを所定の角度だ
けオフセットすることを示唆している。Levyの意図は、
トラック間に受動回転待ち時間を導入してシリンダ間ス
テッピング時間を許容することにある。しかしながら、
Levyは、各論理レコードが多くのDASDに広がる場合に同
期ディスク・アレイを必要とするRAIDシステムに回転待
ち時間を導入する有効な手法について開示も提案もして
いない。
【００１６】異なる読取り及び書込みヘッド配列を有す
るFBA フォーマットのバンド式DASDのアレイの有効なCK
D エミュレーション手法は技術的に知られていない。関
連した未解決の問題及び欠点は技術的に明確であり、本
発明で下記のように解決される。
【００１７】
【発明が解決しようとする課題】本発明の第１の目的
は、DASDアレイを横切る斜方向記号パターンに沿った連
続的なブロック数を読取ることにより任意のCKD レコー
ドを順次に読取りできるように論理トラックに沿って可
変長CKD レコードを構成することにある。一度にアレイ
内の１つのDASDだけがデータを転送していることが本発
明の特徴である。
【００１８】本発明の第２の目的は、更新されたCKD レ
コードを書込む前に目標CKD レコードの物理位置を読取
った後にマイクロジョギングする時間を許容するのに十
分なFBA ブロック数だけ可変長CKD レコードのなかのフ
ィールドを分離することにある。読取り（発見）動作と
書込み（更新）動作の間のディスク回転を失わずに十分
なマイクロジョギング時間を与えることが本発明の利点
である。
【００１９】本発明の第３の目的は、物理トラック・サ
イズとは無関係である斜方向記号経路に沿った一定数の
FBA ブロックを含む一定の論理トラック・サイズを提供
することにある。バンド式DASD上の可変（又は固定）の
物理トラック容量とは無関係に論理トラック・サイズが
予め決定されることが本発明の特徴である。
【００２０】本発明の第４の目的は、新たに(N+1) 番目
のDASDをパリティのために設けることによりスタガー・
アレイ・フォールトトレランスを提供することにある。
対応する一連の斜方向記号データ・ブロックのパリティ
を含むパリティ・ブロックをディスク回転を失わずに書
込み・更新できることが本発明の利点である。
【００２１】単にDASD制御装置マイクロコードを変更す
ることにより、適切に設計されたFBA フォーマットDASD
アレイをFBA フォーマット又はCKD フォーマットのデー
タ記憶装置のどちらにも用いうることが本発明のもう１
つの利点である。
【００２２】
【課題を解決するための手段】本発明の方法は、新規の
スタガーDASDアレイ・アーキテクチャの使用によりバン
ドフォーマット又はマイクロジョギング遅延又は両者を
有するDASDのアレイに適応する。スタガー・アレイは、
FBA フォーマットDASDアレイを横切って順序づけられた
連続的なフィールドを含む一連の論理トラックとして所
定の循環パターンで構成される。スタガー・アレイのな
かのDASDの各々は、前述のHetzler 及びBestによる特許
出願で開示されたNO-ID 手法を用いてIDフィールドなし
にFBA 装置としてフォーマティングされる。前記アレイ
で必要な最小のDASD数は、ディスク・ブロック・サイズ
(B)、ブロック間ギャップ・サイズ (G)、ディスク・デ
ータ転送速度(D) 及びマイクロジョギング時間遅延(T)
による。
【００２３】
【実施例】
［同期DASDアレイ］図１は周辺同期DASDアレイを有する
典型的なデータ処理・記憶システムを示す。中央処理装
置(CPU)10 は、チャネル14、アレイ制御装置16及びキャ
ッシュ18を含む経路12を介して複数の DASD(1)〜(N+2)
をアクセスする。制御装置16は同期を保証するように動
作し制御経路20を介して DASD(1)〜DASD(N+2) をアクセ
スする。CPU 10からのアクセス・コマンドに応答して、
所定数の連続的なバイトを定義する (N+1)ストリームの
データがデータ経路22を介してキャッシュ18で同時に交
換される。同様に、制御装置16における読取り方向の並
直列変換及び書込み方向の直並列変換に続いてCPU 10と
制御装置16の間で経路14を介してデータをバイト毎に直
列に交換することができる。
【００２４】読取り方向では、データ経路24及び26を介
してキャッシュ18から制御装置16にデータが供給され
る。書込み方向では、同じ経路24及び26を介して制御装
置16からキャッシュ18にデータが移される。
【００２５】本明細書では、(N+1) DASDのアレイは、物
理記憶システムとして、一部又は全部が同時にアクセス
できる(N+1) DASDの任意の物理的な配列であると定義さ
れる。このような物理記憶としてのアレイの論理的なフ
ォーマティング及びその後の読取り／書込みアクセス
は、最初に行又は列方向の連続的な位置へのデータのコ
ピー又は挿入により行なわれる。このフォーマティング
動作が列方向で実行される場合、本明細書では、それは
"列記号順" と呼ばれる。同様に、行方向で実行される
場合、それは "行記号順" と呼ばれる。前記論理的なフ
ォーマティングの後、論理 "アレイ" は物理DASDアレイ
に写像される。列記号シーケンスの(N+1)ブロックのう
ちＮ個はデータ・レコードを表わし、(N+1) 番目のブロ
ックはパリティ情報を含む。
【００２６】図２は、技術的に周知の可変長CKD レコー
ドフォーマットの特性を示す。CKDフォーマットは前述
のMenon の特許出願に詳述されている。CKD ディスクの
フォーマットは、CKD フォーマットが可変長レコードの
記憶及びデータから分離されているキーの記憶を可能に
する点で、固定ブロック(FBA) ディスクのフォーマット
とは異なる。図２におけるシングルCKD トラックはホー
ム・アドレス(HA)とそれに続くデータ・レコードR0〜Rn
とから成る。各データ・レコードRiは少なくとも１つの
カウント(Ci)フィールド、１つの可変長データ(Di)フィ
ールド及び任意選択の１つのキー(Ki)フィールドを含
む。全てのデータ・レコード及びフィールドは、データ
・ブロック長の時間変化により長さが変化するギャップ
(G) により分離される。各カウント又はHAフィールドは
欠陥ポインタ、セル番号、物理アドレス等のサブフィー
ルドを含む。シリンダ番号、ヘッド番号及びレコード番
号フィールドは一括してCCHHR と呼ばれる。これはレコ
ードの論理IDである。除去しえないCKD レコードはこの
IDフィールドを含まねばならないが、シリンダ及びヘッ
ド番号は物理アドレス・フィールドのものと同じでなく
てもよい。従って、物理トラック上の連続的なレコード
のレコード番号は連続的でなくてもよく一意的でなくて
もよい。
【００２７】物理CKD トラック毎に、トラックの物理位
置（トラック・アドレス）及び物理トラックの状態を決
める１つのHAフィールドがある。HAフィールドは工場で
製造中に初期化される。最初のレコード(R0)はしばしば
トラック記述子レコードとして用いられるので、システ
ム・ソフトウェアで物理トラックに関する情報の記憶に
用いてもよい。レコードR1〜Rnはユーザ・レコードであ
る。
【００２８】図３は、Menonの米国特許出願第07/666289
号 (1991年３月８日出願) 明細書によるCKD 可変長レコ
ードの行記号、即ちトラック指向レイアウトを示す。本
明細書では、図３の例は単に、従来の技術の同期DASDア
レイで使用できる典型的な可変長CKD データ記憶アーキ
テクチャを示すために含まれている。各物理トラックE
(1)〜E(N) はCKD レコードの可変番号を含み、CKD レコ
ード内の各ブロックはサイズ及び間隔が可変である。物
理トラック毎のトラック見出しブロック(HA,R0) 及び最
初のカウント・ブロック(Ci)を除き、図３の例は列の対
称性がないことを示す。本明細書では、 "同期" DASDア
レイは、 DASD(1)〜DASD(N-1) の範囲内の物理トラック
が全て列記号に基づいて同時にアクセスされる場合のア
レイを呼ぶ。すなわち、所定のシリンダにある１つの列
記号シーケンスの範囲内の全ブロックはデータ経路22
（図１）で同時に入手できる。図３はCKD レコードの列
記号データ記憶装置に役立つアーキテクチャを提供しな
い。
【００２９】［CKD ディスク・データ転送動作］CPU 10
（図１）は、チャネル・プログラムを生成しその実行を
要求することにより、CKD ディスク（標識付けせず）か
らのI/O 動作を要求する。チャネル・プログラムはCPU
10内のチャネル（図示せず）及びアレイ制御装置12によ
り共同で実行される。最も簡単な形式は擬似コードで次
のように表示される。
【００３０】Define Extent(範囲を定義する) Locate (Seek Address, Sector position, Read/Write,
ID) (シーク・アドレス, セクタ位置, 読取り／書込
み, IDを発見する) Write Data (データを書込む) Define Extent コマンドはチャネル・プログラムの動作
を可能にする物理トラック境界を設定する。Locateコマ
ンドはディスク・アクセス機構を特定のシリンダに移動
することを要求し、次いで該シリンダ上の特定のセクタ
（回転）位置の特定のトラックからディスクを読取り／
書込みする用意をすることを要求する。特定のトラック
上の指定されたセクタに読取り／書込みヘッドを置くこ
とを決定した後、チャネルは、Locateコマンドで指定さ
れたセクタに続く次のトラック上のレコードのIDフィー
ルドとLocateコマンドのID仕様とを比較する。両者が等
しくない場合、次のIDフィールドまで探索が続く。両者
が一致しチャネルが書込む場合、Write コマンドが実行
され、更新されたフィールドが主記憶装置（図示せず）
からディスクに転送される。IDフィールドはCKD ディス
ク（図２）上のカウント・フィールド(Ci)内のCCHHR サ
ブフィールドを指す。
【００３１】前記チャネル・プログラムの場合、カウン
ト・フィールド(Ci)が読取られた後に次のデータ・フィ
ールドを書込むことができる。これは、カウント・フィ
ールド読取りと次のデータ・フィールドでの書込みの開
始の間に読取りから書込みへのヘッド配列の遷移（マイ
クロジョギング）を必要とする。マイクロジョギング時
間遅延(T) がカウント・フィールド(Ci)とデータ・フィ
ールド(Di)の間のギャップ(G) を越える場合、データ・
フィールド(Di)書込みは次のパスまで待つ必要があるの
で、全ディスク回転を失う。前述の特許出願でHetzler
及びBestにより開示された新規のNO-ID はFBA ディスク
にのみ使用可能であり、CKD レコードがFBA フォーマッ
トディスクに記憶されない限りこのCKD 問題は改善され
ない。
【００３２】［スタガーDASDアレイ］本発明の方法はDA
SDのアレイを用い、その各々が前述のHetzler 及びBest
の特許出願で開示されたNO-ID 手法に従ってIDフィール
ドなしにFBA 装置としてフォーマティングされる。スタ
ガー・アレイのなかのDASDの数Ｎは、固定ブロック・サ
イズ (B)、ブロック間のギャップのサイズ (G)、ディス
ク・データ転送速度(D) 及びマイクロジョギング遅延時
間(T) による。マイクロジョギングの提供にはアレイ内
に次の式を満足するディスク数Ｎが要求される。
【００３３】
【数１】T ≦ [(B + G)(N - 1) + G]/D この要求について以下に説明する。図４は４つのレコー
ドを有するCKD トラック28（HA及びR0フィールドが省略
されている）の実施例を示す。レコードR1はキー・フィ
ールドを持たないが、8 KBのデータ・フィールドD1を有
する。レコードR2はキー・フィールド及び6 KBのデータ
・フィールドD2を有する。レコードR3は2.8 KBのデータ
・フィールドD3を有する。レコードR4は4 KBのデータ・
フィールドD4を有する。図４は、４つのDASDからシリン
ダ30を構成する物理トラックのセットも示す。これはN=
4 の同期DASDアレイを形成する。４つのディスク・アク
チュエータ（図示せず）は同じシリンダ位置を同時にア
クセスするように同期され、ディスクの回転が同期され
る。４つのディスク毎に８つの固定長(1 KB)ブロックを
有する１つの物理トラックが示されている。32ブロック
が１つのアレイ・シリンダ30を表わす。この実施例で
は、それらは本発明の方法の論理トラックの１つの実施
例も表わし、図４のブロック番号B1〜B32 が論理トラッ
クの斜方向記号ブロック番号と呼ばれる。
【００３４】B1〜B32 の斜方向トラックは本発明のスタ
ガー・アレイフォーマットを例示する。連続的なブロッ
ク番号は斜方向記号パターンに従い、DASD 4からDASD 1
に循環する。本明細書では、このタイプのパターンは固
定長ブロックの斜方向記号シーケンスから成る所定のト
ロイド形の横移動と呼ばれる。例えば、DASD 2のブロッ
クB2はDASD 1のブロックB1から１ブロックだけ列位置が
オフセットされる。同様に、DASD 1のブロックB5はDASD
4のブロックB4から１ブロックだけ列位置がオフセット
される。DASD 4からDASD 1への循環で、列位置のオフセ
ットが１ブロックを上回ることがある。例えば、DASD 1
のブロックB9はDASD 4のブロックB8から２ブロックだけ
列位置がオフセットされる。
【００３５】図４によれば、トラック毎のブロックの数
がアレイのなかのDASDの数に関して相対的に首位である
とき、連続的なブロックの間の列のオフセットは一様に
１とすることができる。本発明では、一様に１ブロック
のオフセットが望ましいが、同様の有利な結果を得るた
めに本明細書に開示された手法を用いて２ブロック、３
ブロック等の一様の又は非一様の列のオフセットを用い
ることもできる。
【００３６】次の手順により論理CKD トラック28をアレ
イ・シリンダ30に記憶することができる。
【００３７】(a) ブロックB1に（最初の）フィールドC1
を挿入開始する。それがB1をオーバフローする場合、引
続きそれをブロックB2に挿入する。以下、同様である。
最後に、フィールドC1が完全に記憶されると、残りのブ
ロック(Bi)にある残りの空間を空のままにする。
【００３８】(b) 次のCKD フィールドD1を次のブロック
B(i+1)の先頭から記憶開始する。従って、シリンダ30の
なかのブロック境界で全てのCKD フィールドが開始す
る。
【００３９】(c) 全てのCKD レコード・フィールドが記
憶されるまでステップａ及びｂを反復する。
【００４０】(d) 前記ステップａ〜ｃで、見つかった全
ての欠陥FBA ブロックをスキップする。
【００４１】図４によれば、論理CKD トラック28が前記
方法により記憶される。カウント・フィールドC1はブロ
ックB1に記憶される。そして、カウント・フィールドC1
は1KBよりも小さいので、C1はブロックB2には拡張しな
い。従って、データ・フィールドD1はブロックB2で開始
してブロックB9までの８つの1 KB FBAブロックに拡張す
る。このプロセスはブロックB26 まで進む。ブロックB2
6 はレコードR4からの4 KBデータ・フィールドD4の最後
の部分を含む。
【００４２】図４のシリンダ30に記憶されたデータは、
斜方向記号シーケンスに沿って全論理トラックを読取
り、連続的なブロックの読取り中に斜線方向パターンに
単に追随することによりアクセスし検索することができ
る。この配列により、どの時点でもアレイのなかの４つ
のDASDの１つだけがデータを転送している。従って、DA
SDアレイの実効データ速度は任意の１つのDASDのデータ
速度に等しい。この速度は本明細書ではデータ転送速度
(D) と呼ばれる。最後に、図４で、ひとたび任意のDASD
(i) から又はそれにブロックが書込まれたならば、次に
DASD(i)で読取られ又は書込まれるブロックは少なくと
も３つ(N-1=3) の除去されたブロックであり、この実施
例では読取り配列から書込み配列へヘッドをマイクロジ
ョギングするのに十分な時間遅延（マイクロジョギング
遅延Ｔ）を供給する。マイクロジョギング遅延Ｔを有す
る前記チャネル・プログラム実施例の動作について以下
に詳述する。
【００４３】［マイクロジョギング遅延を有するチャネ
ル・プログラム実施例］以下に詳述する実施例では、前
述のチャネル・プログラムは図４のレコードR4を更新す
るときマイクロジョギングにより動作する方法を示す。
最初のステップはレコードR4の先頭をマークするカウン
ト・フィールドC4の探索である。チャネル・プログラム
は通常はカウント・フィールドC4の開始に先行するセク
タ番号（図示せず）を指定する。従って、チャネル・プ
ログラムはレコードR3の最後のブロックであるブロック
B21 に写像するセクタ番号を指定できるが、アプリケー
ションによっては、チャネル・プログラムは先行するブ
ロック、例えばB20 又はそれ以前のブロックに写像する
セクタ番号を指定できる。すなわち、チャネル・プログ
ラム・セクタ番号は必ずしも探索されたカウント・フィ
ールドに写像されるとは限らない。
【００４４】ひとたびチャネル・プログラムがセクタ番
号を供給すれば、セクタ番号から写像されたブロック又
はそれ以降のブロックにあるカウント・フィールドを含
む次のブロック番号が識別される必要がある。本発明の
方法は、次のカウント・フィールドに写像する順方向ポ
インタを保持するために、（必要に応じて１バイト又は
それ以上の）ポインタ・フィールドを全てのFBA ブロッ
ク内に含む。更に、カウント・フィールドを含むブロッ
クをデータ・フィールド又はキー・フィールドを含むブ
ロックから識別するために、各ブロックに幾つかのビッ
トが予約されている。各ブロック内のこれらの２つの追
加フィールドにより、レコードR4の更新が次のように行
なわれる。
【００４５】チャネル・プログラムのなかのセクタ番号
はデータ・フィールドD3の最後のブロックであるブロッ
クB21 であると仮定する。そして、もし必要なら、読取
り配列から書込み配列へのマイクロジョギングを可能に
する十分な割込みブロックを使用できるように実際の探
索をブロックB17 あたりで開始せねばならない。従っ
て、もし必要なら、DASD 1はブロックB17 を読取り、DA
SD 2はブロックB18 を読取り、DASD 3はブロックB19 を
読取り、そしてDASD 4はブロックB20 を読取る。探索さ
れたカウント・フィールドC4に対する順方向ポインタを
ブロックB17 の読取りが発見する場合、手順はブロック
B18〜B20の読取りを無視できる。あるいは、探索された
カウント・フィールドC4の位置をブロックB17 の読取り
が発見しない場合、手順はブロックB18 の読取りを続行
する。それでもカウント・フィールドC4が分からない場
合、手順はブロック B19、B20 等の読取りを続ける。
【００４６】図４の実施例で、ブロックB17 の読取り
後、DASD 1は、ブロックB21 に書込みできないので、ブ
ロックB21 を読取るようにそのヘッドを読取り配列位置
に保持する。ブロックB21 はデータ・フィールドD4に先
行するデータ・フィールドか、又は読取らねばならない
カウント・フィールドである。この実施例ではチャネル
・プログラム・セクタ番号（図示せず）からブロックB2
1 が写像するので、これは既知である。また、ブロック
B17 は、次のカウント・フィールドであるブロックB18
に対する順方向ポインタを含む。ブロックB18 は、チャ
ネル・プログラムで指定されたセクタから写像するブロ
ック(B21) に先行するので、カウント・フィールドC4で
はありえない。従って、ブロックB17 の読取り後にカウ
ント・フィールドC4の位置はなお未知であり、DASD 1は
読取りモードに留まる。
【００４７】DASD 2がブロックB18 を読取ると、順方向
ポインタはブロックB22 にある次のカウント・フィール
ドを指す。これは手順が探索した情報である。カウント
・フィールドC4を回復するためにブロックB22 を読取る
必要があるので、DASD 2は読取りモードに留まる（マイ
クロジョギングは行なわれない）。しかしながら、ブロ
ック B19、B20 及びB21 は無視できるので、DASD 3、 4
及び 1はそれらの書込みモード・ヘッド配列へのマイク
ロジョギングを即座に開始できる。DASD 2は書込みブロ
ックB26 及び全ての他のDASDがブロックB18 で先行的に
マイクロジョギングされる前に５つのブロック間隔を有
するので、マイクロジョギング遅延(T)により回転が失
われることなく、カウント・フィールドC4の探索及びデ
ータ・フィールドD4の更新を終了することができる。
【００４８】下記の表１は書込み目的を有するチャネル
・プログラムの概略アルゴリズムを示す。読取り目的を
有するチャネル・プログラムには特別な要求はない。表
１の手順が利用する書込み配列から読取り配列に切替え
るときのDASDの既知のマイクロジョギング時間遅延は、
読取り配列から書込み配列に切替えるときに経験したマ
イクロジョギング時間遅延よりも少ない。本発明の方法
は、 1.9ブロックと１ギャップの合計時間 (1.9B+G) 内
に書込から読取へのマイクロジョギングを実行すること
を必要とする。この要求は、１つのブロックが読取られ
次のカウント・フィールドが２ブロックしか離れていな
い最悪の場合に起きる。それはどれか２つのカウント・
フィールドの間に少なくとも１つのデータ・フィールド
がなければならないので１ブロックしか離れていないこ
とはありえない。この状況は最初のカウント・フィール
ドを読取ったとき即座に決定できる。FBA ブロック・サ
イズが1 KBである場合、カウント・フィールドはたぶん
僅かに40バイト程度である。従って、カウント・フィー
ルド・ブロックの大部分（たぶん90％）とギャップ(G)
と次のブロック(B) との合計は他のDASD上のヘッドを書
込み配列から読取り配列に再調整するために使用でき
る。これはDASD技術で可能である。減少した書込みから
読取りへのマイクロジョギング時間遅延は最初のカウン
ト・フィールドの探索が成功しないときにも有利であ
る。そのとき手順は次のカウント・フィールドを探索す
る。このカウント・フィールドも僅かに２ブロックしか
離れていないことがあり、(1.9B+G)の間に書込みから読
取りにマイクロジョギングするように先行的にDASDが再
調整されることを必要とする。
【００４９】
【表１】(表中に現れる英文字の列はコマンドなどを表
す記号であり、翻訳できない) １. チャネル・プログラム内のセクタ番号をブロックＸ
に写像する。アレイ内にＮ個のディスクを置く。B=X-N
にセットする。全てのディスク・ヘッドを読取りモード
にセットする。
【００５０】２. ブロックＢを Read; ３. If B≧X 内の順方向ポインタ then do;ポインタにより指定されたカウント・フィール
ドを含むディスクＣを決定する Ｃを除く全てのディスクのマイクロジョギングを開始す
る (R->W) ステップ３をexit end; ４. B=B+1; If B=X then ステップ４を exit; ブロック
ＢをRead; ５. If B≧X 内の順方向ポインタ then do;ポインタにより指定されたカウント・フィール
ドを含むディスクＣを決定する Ｃを除く全てのディスクのマイクロジョギングを開始す
る (R->W) ディスクＣをReadモードにset[それは既に存在するか、
又は割込みを要する(R->W)マイクロジョギングの中央に
あるかも知れない。] ステップ５をexit end;else Ｂを含むディスクの(R->W)マイクロジョギン
グを開始する; ６. ステップ４にReturn ［バンド式DASDを有するスタガー・アレイ動作］CKD ア
ーキテクチャは一定のトラック容量を必要とする。この
仮定によりホスト・ソフトウェアが記述される。例え
ば、ホストにおける割振りソフトウェアは割振りの単位
としてトラックを用いる。複数のデータ・バンドを有す
る装置はバンド毎に異なるトラック容量を有する。バン
ドは、内部トラックと較べて直線的に増大するディスク
の外端のトラックを利用する。図５は、バンド式DASDに
適応するように本発明のスタガー・アレイを用いる方法
を示す。基本的なアプローチはCKD アーキテクチャで期
待されたサイズが一定の論理トラック・イメージをホス
トに提示することである。
【００５１】図５に、トラック当り７ブロックを有する
シリンダ32及びトラック当り８ブロックを有する別のシ
リンダ34が実施例として示される。各シリンダは、２つ
のバンドの各々に、４つのDASDの各々からの１つの物理
トラックを含む。この実施例では、20ブロックの論理ト
ラック・サイズが選択される。シリンダ32は、５つの斜
方向記号シーケンスS1〜S5を有する最初の論理トラック
T1及び２つの前記斜方向記号シーケンスS1〜S2を有する
二番目の論理トラックT2の一部、合計28ブロックを含
む。論理トラックT2のなかの残りの３つの斜方向記号シ
ーケンスS3〜S5は、三番目の論理トラックT3のシーケン
スS1〜S5とともにシリンダ34に与えられる。従って、合
計60ブロックの３つの論理トラックT1〜T3が２つのシリ
ンダにわたって分布される。
【００５２】トラックT2の二番目のシーケンスS2から、
別のシリンダ上のトラックT2の三番目のシーケンスS3ま
でのDASD 1でのシーク時間はDASD 2、3及び4上のトラッ
クT2の二番目のシーケンスS2で読取るか又は書込むのに
必要な時間と部分的にオーバラップすることがある。即
ち、バンド間のシングル・トラック・シークの実行に用
いうる３(N-1=3) ブロック時間 (3*B)がある。これはマ
イクロジョギングよりもずっと長くかかることはないで
あろう。複数のバンド内の種々のDASDアレイ順Ｎ及び物
理トラック長の組合せに適応するように論理トラック・
サイズを選択することができる。
【００５３】［パリティを有するスタガー・アレイ動
作］同期DASDアレイは、システム動作を中断せずにシン
グルDASD故障から回復するパリティ手法をよく用いる。
通常、このようなパリティ手法はアレイのなかのＮ個の
DASD毎に追加のDASD (N+1)を用いる。(N+1) 番目のパリ
ティDASDにあるシングル・ブロックは、アレイのなかの
残りのＮ個のDASD上の対応するブロックのシーケンスに
あるデータのパリティを含む。DASDが故障すると、簡単
なハードウェア排他的ＯＲ手順を用いて使用不可能な又
は脱落しているデータ・ブロックを回復するように、残
存するDASD及びパリティDASDからのデータを組合わせる
ことができる。前記システムは、故障したDASDのなかの
凍結されたデータの即時再構成のためにDASDアレイに切
替えできる待機("ホット")DASDをよく用いる。
【００５４】#d 以下に開示する変形により、本発明のスタガー・アレイ
はフォールトトレランスのパリティ・ディスクの付加を
可能にする。図６は、5-DASDシリンダ36を完成するパリ
ティDASD 5の付加を除けば図４と同じである。パリティ
・ブロックP1〜P8の各々は、残る４個のDASDのなかのデ
ータ・ブロックの対応する斜方向記号シーケンスのパリ
ティを含む。例えば、パリティ・ブロックP1は斜方向記
号シーケンスB1〜B4のパリティを含み、パリティ・ブロ
ックP2はシーケンスB5〜B8のパリティを含み、以下同様
である。
【００５５】１つのシーケンスのなかのブロックの更新
を要するときは必ず、更新されるシーケンスに対応して
更新されるパリティ・ブロックの再計算を可能にするよ
うに当該シーケンスのなかの全てのブロックを読取るこ
とが必要である。これは、さもなければ必要とするより
も数ブロック前に更新動作を開始しそして通常必要とす
るよりも数ブロック後まで継続することにより可能であ
る。例えば、フィールドC2 (ブロックB10)を探索しフィ
ールドK2 (ブロック B11〜B17)を更新する動作について
考える。ブロックB10 で動作を開始する代わりに、ブロ
ックB9を読取ることにより動作が開始される。そして、
ブロックB10 が読取られブロック B11〜B12 が書込まれ
る。ブロックB9〜B12 にある値は現時点で分かっている
ので、DASD 1上のブロックB13 の更新と同時にDASD 5上
のパリティ・フィールドP3を更新することができる。ブ
ロック B14〜B16 が引続き更新された後、ブロックB17
の更新と同時にパリティ・フィールドP4が更新される。
パリティがない場合、動作はここで終了する。パリティ
がある場合、更新されるパリティ・フィールドP5を計算
するためにブロック B18〜B20 を読取る必要がある。こ
の簡単な実施例は、本発明のスタガー・アレイにパリテ
ィを包含することは、さもなければ必要とするよりも数
ブロック早いか又は遅い各更新動作の開始又は終了を必
要とすることがある。
【００５６】
【発明の効果】本発明によれば、固定ブロック(FBA) フ
ォーマットの直接アクセス記憶装置(DASD)の同期アレイ
を動作させて可変長(CKD) フォーマットレコードを記憶
し更新できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】同期DASDアレイのブロックを示す図である。
【図２】カウント・キー・データ(CKD) レコードフォー
マットの概略図である。
【図３】図１のDASDアレイのパリティを有するRAID CKD
フォーマットの例を示す図である。
【図４】FBA フォーマットDASDのスタガー・アレイに論
理CKD トラックを記録する本発明の斜方向記号フォーマ
ットを示す図である。
【図５】バンド式DASDのスタガー・アレイで図４のフォ
ーマットの使用を示す図である。
【図６】１つの追加DASDに斜方向パリティ・ブロックを
記憶できるスタガーDASDアレイに図４のフォーマットを
用いる図である。
【符号の説明】
10 CPU 14 チャネル 16 アレイ制御装置 18 キャッシュ 20 制御経路 22 データ経路 24 データ経路 26 データ経路 28 CKDトラック 30 シリンダ 32 シリンダ 34 シリンダ 36 シリンダ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 スティブン・ロバート・ヘッツラー アメリカ合衆国カリフォルニア州サニーベ ール ヘンダーソン・アヴェニュー1237エ イチ (72)発明者 ロジャー・フランクリン・ホイト アメリカ合衆国カリフォルニア州サンホゼ タム・オシャンタ・ドライヴ6613番地 (72)発明者 ジャイシャンカー・モーゼダス・メノン アメリカ合衆国カリフォルニア州サンホゼ モントロ・ドライヴ6017番地 (72)発明者 ミカエル・フランシス・ミトマ アメリカ合衆国カリフォルニア州サンホゼ アルシャン・ウエイ7300番地

Claims (11)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】同期化された固定ブロックフォーマットの
    N(>1) 個の直接アクセス記憶装置(DASD)のアレイにおい
    て、前記各DASDが複数の物理トラック及び１つのデータ
    転送速度(D) を有し、各可変長レコードが少なくともカ
    ウント・フィールド及び１つのデータ・フィールドを有
    し、前記各物理トラックがサイズ(G) のギャップで分離
    されたサイズ(B) の少なくとも１つのブロックを有し、
    g,h,i,j 及びk が非０の正の整数である場合に、コマン
    ドに応答して前記可変長レコードをアクセスするよう論
    理データ記憶システムを動作させる方法であって、 (a) 前記可変長レコードを、前記カウント・フィールド
    を表わす最初の前記ブロックと前記少なくとも１つのデ
    ータ・フィールド及び他の全フィールドを表わす少なく
    とも１つの付加された前記ブロックとに再フォーマティ
    ングするステップと、 (b) ｋ番目の前記DASDのｉ番目の前記物理トラック上の
    ｊ番目の前記ブロックが(k-1) 番目のDASDのｉ番目の前
    記物理トラック上の(j-g) 番目の前記ブロックに続き、
    斜方向記号シーケンスがＮ番目の前記DASD上のｊ番目の
    前記ブロックから最初の前記DASD上の(j+h) 番目の前記
    ブロックまで循環するように、前記物理トラック上で、
    前記各可変長レコードの前記最初のブロック及び前記追
    加されたブロックを前記Ｎ個のDASDの少なくともいくつ
    かにわたり少なくとも１つの斜方向記号シーケンスを有
    する所定のトロイド形の横移動で同期書込みするステッ
    プと、 (c) 前記ブロックの番号を表わすポインタを前記カウン
    ト・フィールドの各々に付加し最初の次の前記カウント
    ・フィールドを前記各カウント・フィールドから分離す
    るステップと、 (d) 少なくとも１つの前記可変長レコードを要求する前
    記コマンドの各々に応答して前記再フォーマティングす
    るステップ(a) 及び前記書込むステップ(b) で指定され
    たシーケンスで前記要求された可変長レコードを形成す
    る前記ブロックをアクセスすることにより前記要求され
    た可変長レコードを検索するステップとを含む論理デー
    タ記憶システムを動作させる方法。
  2. 【請求項２】前記論理データ記憶システムは(N+1) 個の
    DASDのアレイを含み、更に(bb) 前記斜方向記号シーケ
    ンス毎に、前記書込みステップ(b) と同時にＮ個の前記
    ブロックよりも多くない対応するパリティ・ブロックを
    形成し且つ前記対応するパリティ・ブロックを(N+1) 番
    目のDASDに書込むステップと、 (e) 前記斜方向記号シーケンスの各々のなかの使用でき
    る前記ブロックと前記(N+1) 番目のDASDのなかの対応す
    る前記パリティ・ブロックとを組合わせることにより、
    故障した前記DASDに記憶された少なくとも１つの使用で
    きない前記ブロックを再構築するステップとを含む請求
    項１の方法。
  3. 【請求項３】前記各DASDは前記DASD毎に読取り及び書込
    みヘッド／トラック配列及び前記読取り配列と前記書込
    み配列の間のマイクロジョギング遅延時間(T) を有し、
    前記DASDの前記の数Ｎは不等式 N≦(B+DT)/(B+G) を満
    足する請求項２の方法。
  4. 【請求項４】各可変長レコードが少なくともカウント・
    フィールド及び１つのデータ・フィールドを有し、g,h,
    i,j 及びk が非０の正の整数である場合に、コマンドに
    応答して前記可変長レコードをアクセスする論理データ
    記憶システムであって、 N(>1) 個の同期された固定ブロックフォーマットの直接
    アクセス記憶装置(DASD)のアレイであって、前記各DASD
    は複数の物理トラック及び１つのデータ転送速度(D) を
    有し、前記各物理トラックはサイズ(G) のギャップで分
    離されたサイズ(B) の少なくとも１つのブロックを有す
    るアレイと、 前記アレイに結合され、前記各可変長レコードを、前記
    カウント・フィールドを表わす最初の前記ブロックと前
    記少なくとも１つのデータ・フィールド及び他の全フィ
    ールドを表わす少なくとも１つの追加された前記ブロッ
    クとに再フォーマティングする再フォーマティング手段
    と、 前記各DASD及び前記再フォーマティング手段に結合さ
    れ、前記物理トラックに、ｋ番目の前記DASDのｉ番目の
    前記物理トラック上のｊ番目の前記ブロックが(k-1) 番
    目の前記DASDのｉ番目の前記物理トラック上の(j-g) 番
    目の前記ブロックに続くよう前記Ｎ個のDASDの少なくと
    もいくつかにわたり少なくとも１つの斜方向記号シーケ
    ンスを有する所定のトロイド形の横移動で前記各可変長
    レコードの前記最初のブロック及び前記付加されたブロ
    ックを同期書込みし、前記斜方向記号シーケンスがＮ番
    目の前記DASD上のｊ番目の前記ブロックから最初の前記
    DASD上の(j+h) 番目の前記ブロックまで循環する書込み
    手段と、 前記書込み手段に結合され、前記ブロックの番号を表わ
    すポインタを前記各カウント・フィールドに付加し最初
    の次の前記カウント・フィールドを前記各カウント・フ
    ィールドから分離するポインタ手段と、 前記アレイに結合され、少なくとも１つの前記可変長レ
    コードを要求する前記各コマンドに応答するシーケンス
    で前記要求された可変長レコードを形成する前記ブロッ
    クをアクセスする検索手段とを備える論理データ記憶シ
    ステム。
  5. 【請求項５】前記アレイは(N+1) 個のDASDを備え、更に
    前記書込み手段に結合され、Ｎ個の前記ブロックよりも
    多くない前記斜方向記号シーケンス毎に対応するパリテ
    ィ・ブロックを形成し且つ前記対応するパリティ・ブロ
    ックを(N+1) 番目のDASDに書込むパリティ手段と、 前記アクセスする手段に結合され、前記各斜方向記号シ
    ーケンスの使用できる前記ブロックと前記(N+1) 個のDA
    SDのなかの対応する前記パリティ・ブロックとを組合わ
    せることにより、故障した前記DASDに記憶された少なく
    とも１つの使用できない前記ブロックを再構築する再構
    築手段とを備える請求項４の論理データ記憶システム。
  6. 【請求項６】前記各DASDは前記DASD毎に読取り及び書込
    みヘッド／トラック配列及び前記読取り配列と前記書込
    み配列の間のマイクロジョギング遅延時間(T) を有し、
    前記DASDの前記の数Ｎは不等式 N≦(B+DT)/(B+G) を満
    足する請求項４の論理データ記憶システム。
  7. 【請求項７】前記各DASDは少なくとも２つの同心バンド
    に構成され、前記各バンドは同じ物理ブロック記憶容量
    をもつ複数の物理トラックを有し且つ前記最初のブロッ
    ク及び前記追加されたブロックは前記Ｎ個のDASDの少な
    くともいくつかにわたり少なくとも１つの斜方向記号シ
    ーケンスで分布された少なくとも１つの論理トラックに
    構成される、請求項４の論理データ記憶システム。
  8. 【請求項８】直接アクセス記憶装置(DASD)の各々が複数
    の物理トラック及び１つのデータ転送速度(D) を有し、
    可変長レコードの各々が少なくともカウント・フィール
    ド及び１つのデータ・フィールドを有し、前記各物理ト
    ラックがサイズ(G) のギャップで分離されたサイズ(B)
    の少なくとも１つのブロックを有し、g,h,i,j 及びkが
    非０の正の整数である場合に、同期化された固定ブロッ
    クフォーマットのN(>1) 個の前記DASDのアレイでコマン
    ドに応答して前記可変長レコードをアクセスする論理デ
    ータ記憶システムにおいて、 前記アレイに結合され、前記各可変長レコードを、前記
    カウント・フィールドを表わす最初の前記ブロックと前
    記少なくとも１つのデータ・フィールド及び他の全フィ
    ールドを表わす少なくとも１つの追加された前記ブロッ
    クとに再フォーマティングする再フォーマティング手段
    と、 前記各DASD及び前記再フォーマティング手段に結合さ
    れ、前記物理トラックに、ｋ番目の前記DASDのｉ番目の
    前記物理トラック上のｊ番目の前記ブロックが(k-1) 番
    目の前記DASDのｉ番目の前記物理トラック上の(j-g) 番
    目の前記ブロックに続くよう前記Ｎ個のDASDの少なくと
    もいくつかにわたり少なくとも１つの斜方向記号シーケ
    ンスを有する所定のトロイド形の横移動で前記各可変長
    レコードの前記最初のブロック及び前記追加されたブロ
    ックを同期書込みし、前記斜方向記号シーケンスがＮ番
    目の前記DASD上のｊ番目の前記ブロックから最初の前記
    DASD上の(j+h) 番目の前記ブロックまで循環する書込み
    手段と、 前記書込み手段に結合され、前記ブロックの番号を表わ
    すポインタを前記各カウント・フィールドに付加し最初
    の次の前記カウント・フィールドを前記各カウント・フ
    ィールドから分離するポインタ手段と、 前記アレイに結合され、少なくとも１つの前記可変長レ
    コードを要求する前記各コマンドに応答するシーケンス
    で前記要求された可変長レコードを形成する前記ブロッ
    クをアクセスする検索手段とを備えることを特徴とする
    論理データ記憶システム。
  9. 【請求項９】前記アレイは(N+1) 個のDASDを含み、更に
    前記書込み手段に結合され、Ｎ個の前記ブロックよりも
    多くない前記斜方向記号シーケンス毎に対応するパリテ
    ィ・ブロックを形成し且つ前記対応するパリティ・ブロ
    ックを(N+1) 番目のDASDに書込むパリティ手段と、 前記アクセス手段に結合され、前記各斜方向記号シーケ
    ンスのなかの使用できる前記ブロックと前記(N+1) 番目
    のDASDのなかの対応する前記パリティ・ブロックとを組
    合わせることにより、故障した前記DASDに記憶された少
    なくとも１つの使用できない前記ブロックを再構築する
    再構築手段とを含む請求項８の論理データ記憶システ
    ム。
  10. 【請求項１０】前記各DASDは前記DASD毎に読取り及び書
    込みヘッド／トラック配列及び前記読取り配列と前記書
    込み配列の間のマイクロジョギング遅延時間(T) を有
    し、前記DASDの前記の数Ｎは不等式 N≦(B+DT)/(B+G)
    を満足する請求項８の論理データ記憶システム。
  11. 【請求項１１】前記各DASDは少なくとも２つの同心バン
    ドに構成され、前記各バンドは同じ物理ブロック記憶容
    量をもつ複数の物理トラックを有し且つ前記最初のブロ
    ック及び前記追加されたブロックは前記Ｎ個のDASDの少
    なくともいくつかにわたり少なくとも１つの斜方向記号
    シーケンスで分布された少なくとも１つの論理トラック
    に構成される、請求項８の論理データ記憶システム。
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