JPH07200190A - デイスクアレイ装置 - Google Patents
デイスクアレイ装置Info
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- JPH07200190A JPH07200190A JP5355494A JP35549493A JPH07200190A JP H07200190 A JPH07200190 A JP H07200190A JP 5355494 A JP5355494 A JP 5355494A JP 35549493 A JP35549493 A JP 35549493A JP H07200190 A JPH07200190 A JP H07200190A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】複数のディスクに分散して格納したデータ及び
それらのパリティ情報を保存するディスクアレイにおい
て、１台のディスクが故障した際の読み出し性能低下を
防止する。 【構成】正常時にはディスクドライブ４０１〜４０Ｎの
それぞれのデータを保持するキャッシュメモリ３００
は、ディスクドライブ４０１〜４０Ｎのいずれかにおい
て故障が検出されると、その故障したディスクドライブ
の内容を保持する仮想ディスクとしても機能する。
それらのパリティ情報を保存するディスクアレイにおい
て、１台のディスクが故障した際の読み出し性能低下を
防止する。 【構成】正常時にはディスクドライブ４０１〜４０Ｎの
それぞれのデータを保持するキャッシュメモリ３００
は、ディスクドライブ４０１〜４０Ｎのいずれかにおい
て故障が検出されると、その故障したディスクドライブ
の内容を保持する仮想ディスクとしても機能する。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、情報処理装置に於いて
用いる磁気ディスクを用いた冗長性を持つディスクアレ
イに関し、特に故障したディスクが存在する場合のデー
タアクセス性能の向上に関する。
用いる磁気ディスクを用いた冗長性を持つディスクアレ
イに関し、特に故障したディスクが存在する場合のデー
タアクセス性能の向上に関する。
【従来の技術】従来情報処理装置において用いられる外
部記憶装置はシステム側の必要によりより大容量の記憶
装置を用いる方向に進んでいたが、この大容量の外部記
憶装置を使用するシステム構成では１つの記憶装置の故
障により大量のデータが一度に喪失してしまう。また、
同一外部記憶装置の別領域に記憶されているデータへの
並列アクセスが出来ないため、システム全体としてのス
ループットが低下してしまう。上記のような単一の大容
量外部記憶装置を用いた場合の弊害をなくすために考え
出された方式がカリフォルニア大学バークレー校コンピ
ュータ科学学科により提唱された“低価格ディスクによ
る冗長アレイ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏ
ｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋ、以下ＲＡＩＤ
という）”であり、例えば、「Ａ Ｃａｓｅ ｆｏｒ
Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓｏｆ Ｉｎｅｘｐｅ
ｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ （ＲＡＩＤ），カリフォルニ
ア大学バークレー校コンピュータ科学学科（ＥＥＳ
Ｃ），レポート番号ＵＣＢ／ＣＳＤ／８７／３９１」に
記載されている。このＲＡＩＤについてはＲＡＩＤ１よ
りＲＡＩＤ５までの５種類の実現方法が提唱されている
が、このうちＲＡＩＤ４及びＲＡＩＤ５として規定され
ている方式ではＲＡＩＤアレイに対するデータをブロッ
ク単位で分割し、その分割したデータをアレイを構成す
る各ドライブに分散させて記憶し、そのパリティデータ
を別ドライブに記憶している。このＲＡＩＤ４、５に対
し書き込みを行なう場合、該当データとそれに対応する
パリティデータを一度読みだしてから再書き込みを行な
う必要がある。この為通常の単体ドライブに対するデー
タ書き込みに比べ余分なディスクアクセスが必要とな
る。この読み出し及び再書き込みのために必要となるオ
ーバーヘッドをライトペナルティと呼ぶ。このライトペ
ナルティを少なくするため通常はホストからの書き込み
データがアレイを構成している磁気ディスクへ書き込ま
れる前にキャッシュメモリに一度データを保持し、実際
に磁気ディスクへのデータ書き込みが終了する前にアレ
イとしてホストへ書き込み終了を通知することにより書
き込み時の性能低下を防いでいる。
部記憶装置はシステム側の必要によりより大容量の記憶
装置を用いる方向に進んでいたが、この大容量の外部記
憶装置を使用するシステム構成では１つの記憶装置の故
障により大量のデータが一度に喪失してしまう。また、
同一外部記憶装置の別領域に記憶されているデータへの
並列アクセスが出来ないため、システム全体としてのス
ループットが低下してしまう。上記のような単一の大容
量外部記憶装置を用いた場合の弊害をなくすために考え
出された方式がカリフォルニア大学バークレー校コンピ
ュータ科学学科により提唱された“低価格ディスクによ
る冗長アレイ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏ
ｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋ、以下ＲＡＩＤ
という）”であり、例えば、「Ａ Ｃａｓｅ ｆｏｒ
Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓｏｆ Ｉｎｅｘｐｅ
ｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ （ＲＡＩＤ），カリフォルニ
ア大学バークレー校コンピュータ科学学科（ＥＥＳ
Ｃ），レポート番号ＵＣＢ／ＣＳＤ／８７／３９１」に
記載されている。このＲＡＩＤについてはＲＡＩＤ１よ
りＲＡＩＤ５までの５種類の実現方法が提唱されている
が、このうちＲＡＩＤ４及びＲＡＩＤ５として規定され
ている方式ではＲＡＩＤアレイに対するデータをブロッ
ク単位で分割し、その分割したデータをアレイを構成す
る各ドライブに分散させて記憶し、そのパリティデータ
を別ドライブに記憶している。このＲＡＩＤ４、５に対
し書き込みを行なう場合、該当データとそれに対応する
パリティデータを一度読みだしてから再書き込みを行な
う必要がある。この為通常の単体ドライブに対するデー
タ書き込みに比べ余分なディスクアクセスが必要とな
る。この読み出し及び再書き込みのために必要となるオ
ーバーヘッドをライトペナルティと呼ぶ。このライトペ
ナルティを少なくするため通常はホストからの書き込み
データがアレイを構成している磁気ディスクへ書き込ま
れる前にキャッシュメモリに一度データを保持し、実際
に磁気ディスクへのデータ書き込みが終了する前にアレ
イとしてホストへ書き込み終了を通知することにより書
き込み時の性能低下を防いでいる。
【０００２】また、現在実用化されているディスクアレ
イにおいて１台のドライブが故障した場合、他のドライ
ブのデータより故障したドライブのデータを修復する必
要があるためアレイ全体の性能が低下する。これを防ぐ
ためには故障したドライブに記憶されているはずのデー
タと同等のデータを持つ仮想ドライブを用意する必要が
ある。
イにおいて１台のドライブが故障した場合、他のドライ
ブのデータより故障したドライブのデータを修復する必
要があるためアレイ全体の性能が低下する。これを防ぐ
ためには故障したドライブに記憶されているはずのデー
タと同等のデータを持つ仮想ドライブを用意する必要が
ある。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】上述したようにディス
クアレイでは自己を構成する磁気ディスク装置が故障し
た縮退状態に陥っている場合、故障した磁気ディスク装
置に記憶されているデータを他の磁気ディスク装置より
再構築する必要があるためどうしても通常時に比べ読み
出し速度が低下してしまう。
クアレイでは自己を構成する磁気ディスク装置が故障し
た縮退状態に陥っている場合、故障した磁気ディスク装
置に記憶されているデータを他の磁気ディスク装置より
再構築する必要があるためどうしても通常時に比べ読み
出し速度が低下してしまう。
【０００４】本発明はディスクアレイの書き込み性能の
向上のために用意されているライトキャッシュメモリを
故障した磁気ディスク装置とデータ的に同等な仮想ディ
スクとして用いることにより縮退時のデータアクセス性
能の低下を抑えることを目的とする。
向上のために用意されているライトキャッシュメモリを
故障した磁気ディスク装置とデータ的に同等な仮想ディ
スクとして用いることにより縮退時のデータアクセス性
能の低下を抑えることを目的とする。
【０００５】
【課題を解決するための手段】上記課題を解決するた
め、本願発明のディスクアレイ装置では、複数のディス
クドライブを有するディスクドライブ群と、これらディ
スクドライブ群への書込みデータに関するエラー修復の
ための情報としてエラー修復情報を生成し、前記ディス
クドライブ群からの読出しデータに関してエラーの発生
をチェックしてエラー修復をするアレイ制御手段と、前
記複数のディスクドライブの１つが故障した場合にはこ
の故障したディスクドライブが格納すべきデータとして
前記アレイ制御手段により修復されたデータを格納する
キャッシュメモリ手段とを有している。
め、本願発明のディスクアレイ装置では、複数のディス
クドライブを有するディスクドライブ群と、これらディ
スクドライブ群への書込みデータに関するエラー修復の
ための情報としてエラー修復情報を生成し、前記ディス
クドライブ群からの読出しデータに関してエラーの発生
をチェックしてエラー修復をするアレイ制御手段と、前
記複数のディスクドライブの１つが故障した場合にはこ
の故障したディスクドライブが格納すべきデータとして
前記アレイ制御手段により修復されたデータを格納する
キャッシュメモリ手段とを有している。
【０００６】また、前記キャッシュメモリ手段は前記故
障したディスク以外のディスクが格納するデータをも格
納する。
障したディスク以外のディスクが格納するデータをも格
納する。
【０００７】
【実施例】次に本願発明のディスクアレイ装置の一実施
例について図面を参照して詳細に説明する。
例について図面を参照して詳細に説明する。
【０００８】図１を参照すると、本願発明の一実施例で
あるディスクアレイ装置は、インタフェース手段１００
と、アレイ制御手段２００と、キャッシュメモリ３００
と、ディスクドライブ群４００とを含んでいる。
あるディスクアレイ装置は、インタフェース手段１００
と、アレイ制御手段２００と、キャッシュメモリ３００
と、ディスクドライブ群４００とを含んでいる。
【０００９】インタフェース手段１００は、他の装置か
らアクセス要求を受け、また、返答を返す。
らアクセス要求を受け、また、返答を返す。
【００１０】アレイ制御手段２００は、ディスクアレイ
装置全体の制御を行なう。すなわち、ディスクドライブ
群４００にアクセスすると共に、キャッシュメモリ３０
０の管理を行なう。
装置全体の制御を行なう。すなわち、ディスクドライブ
群４００にアクセスすると共に、キャッシュメモリ３０
０の管理を行なう。
【００１１】キャッシュメモリ３００は、ディスクドラ
イブ群４００の内容を一時的に格納するディスクキャッ
シュの機能を有し、また、後述するように故障したディ
スクに相当するデータを格納する。
イブ群４００の内容を一時的に格納するディスクキャッ
シュの機能を有し、また、後述するように故障したディ
スクに相当するデータを格納する。
【００１２】ディスクドライブ群４００は、さらにＮ台
のディスクドライブ４０１〜４０Ｎを含んでいる。ＲＡ
ＩＤ構成をとるディスクアレイの場合、上記Ｎ台のディ
スクのうちの１台をパリティデータ保持に使用する。本
実施例においてはディスク４０Ｎをパリティデータ保持
に使用するものとする。
のディスクドライブ４０１〜４０Ｎを含んでいる。ＲＡ
ＩＤ構成をとるディスクアレイの場合、上記Ｎ台のディ
スクのうちの１台をパリティデータ保持に使用する。本
実施例においてはディスク４０Ｎをパリティデータ保持
に使用するものとする。
【００１３】本願発明のディスクアレイ装置の一実施例
では、通常のＲＡＩＤ構成を持つディスクアレイ装置と
同様に、パリティデータ保持に使用されるディスク４０
Ｎに書き込まれるデータＤ４０Ｎは、 で表されるものとする。但し、“ｘｏｒ”は排他的論理
和を示し、Ｄ４０ｘはそれぞれディスク４０ｘの対応す
るデータを示す。ディスク４０Ｎがこの様に定義された
場合、任意のディスクに保持されているデータは他の
（Ｎ−１）台のディスクに保持されているデータの排他
的論理和と等しくなるため、１台のディスクが故障した
場合でも他の（Ｎ−１）台のディスクのデータを読み出
しそのデータの排他的論理和を求めればデータ復旧を行
うことが可能となる。通常、ディスクとのデータアクセ
スはセクタと呼ばれるあらかじめ決められたデータサイ
ズを単位として行われるが、ＲＡＩＤアレイに対しセク
タの大きさ以下の書き込みを行う場合には、複数のディ
スクへの同時アクセスを可能とするために、書き込み時
に全てのディスクのデータを書き換えるのではなく、書
き込みデータの保持を行なうディスク４０Ａとパリティ
ディスク４０Ｎにのみアクセスを行う必要がある。すな
わち、ディスク４０Ａに既に書かれているデータをＡｏ
ｌｄ，これから書き込まれるデータをＡｎｅｗとし、パ
リティディスク４０Ｎに書かれていたデータをＮｏｌｄ
とした場合、パリティディスクに新たに書き込む必要の
あるデータＮｎｅｗは他のディスクに書き込まれている
データには関係なく、 であらわすことができることを利用し、パリティディス
ク４０Ｎとディスク４０Ａに対する読み出しと書き込み
だけで新たなデータの書き込みを終了できる。但し、こ
の処理は単独のディスクに対する書き込みならば１回行
なえば済んでいたディスクアクセスが、ディスクアレイ
では書き込み処理中に、（１）パリティディスク４０Ｎ
からのＮｏｌｄの読み出し、（２）データディスク４０
ＡからのＡｏｌｄの読み出し、（３）パリティディスク
４０ＮへのＮｎｅｗの書き出し、（４）データディスク
４０ＡへのＡｎｅｗの書き出し、の４回のアクセスを行
なう必要が生じるため、１回の書き込み終了時間が遅く
なる。以下、これをライトペナルティとよぶ。
では、通常のＲＡＩＤ構成を持つディスクアレイ装置と
同様に、パリティデータ保持に使用されるディスク４０
Ｎに書き込まれるデータＤ４０Ｎは、 で表されるものとする。但し、“ｘｏｒ”は排他的論理
和を示し、Ｄ４０ｘはそれぞれディスク４０ｘの対応す
るデータを示す。ディスク４０Ｎがこの様に定義された
場合、任意のディスクに保持されているデータは他の
（Ｎ−１）台のディスクに保持されているデータの排他
的論理和と等しくなるため、１台のディスクが故障した
場合でも他の（Ｎ−１）台のディスクのデータを読み出
しそのデータの排他的論理和を求めればデータ復旧を行
うことが可能となる。通常、ディスクとのデータアクセ
スはセクタと呼ばれるあらかじめ決められたデータサイ
ズを単位として行われるが、ＲＡＩＤアレイに対しセク
タの大きさ以下の書き込みを行う場合には、複数のディ
スクへの同時アクセスを可能とするために、書き込み時
に全てのディスクのデータを書き換えるのではなく、書
き込みデータの保持を行なうディスク４０Ａとパリティ
ディスク４０Ｎにのみアクセスを行う必要がある。すな
わち、ディスク４０Ａに既に書かれているデータをＡｏ
ｌｄ，これから書き込まれるデータをＡｎｅｗとし、パ
リティディスク４０Ｎに書かれていたデータをＮｏｌｄ
とした場合、パリティディスクに新たに書き込む必要の
あるデータＮｎｅｗは他のディスクに書き込まれている
データには関係なく、 であらわすことができることを利用し、パリティディス
ク４０Ｎとディスク４０Ａに対する読み出しと書き込み
だけで新たなデータの書き込みを終了できる。但し、こ
の処理は単独のディスクに対する書き込みならば１回行
なえば済んでいたディスクアクセスが、ディスクアレイ
では書き込み処理中に、（１）パリティディスク４０Ｎ
からのＮｏｌｄの読み出し、（２）データディスク４０
ＡからのＡｏｌｄの読み出し、（３）パリティディスク
４０ＮへのＮｎｅｗの書き出し、（４）データディスク
４０ＡへのＡｎｅｗの書き出し、の４回のアクセスを行
なう必要が生じるため、１回の書き込み終了時間が遅く
なる。以下、これをライトペナルティとよぶ。
【００１４】本願発明のディスクアレイ装置の一実施例
では、通常のＲＡＩＤ構成を持つディスクアレイ装置と
同様に、このライトペナルティを短縮するために、一時
的にキャッシュメモリ３００に書き込みデータを保持
し、実際にディスク４０１，４０２…４０Ｎにデータが
書き込まれていなくともキャッシュメモリ３００にデー
タが書き込まれた時点で、インタフェース手段１００に
対し終了報告を行う方式を採用する。
では、通常のＲＡＩＤ構成を持つディスクアレイ装置と
同様に、このライトペナルティを短縮するために、一時
的にキャッシュメモリ３００に書き込みデータを保持
し、実際にディスク４０１，４０２…４０Ｎにデータが
書き込まれていなくともキャッシュメモリ３００にデー
タが書き込まれた時点で、インタフェース手段１００に
対し終了報告を行う方式を採用する。
【００１５】このように構成することにより、任意のデ
ィスク４０Ｘが故障した場合（以下、この故障したディ
スク４０Ｘを故障ディスクという）、通常の単独ディス
クではそのディスク４０Ｘに格納されていたデータを復
旧することは不可能であるが、ＲＡＩＤ構成を持つアレ
イでは式（１）より、 と言う関係が成り立つため、他の（Ｎ−１）台のディス
クデータの排他的論理和を計算することで、故障ディス
ク４０Ｘのデータを復旧することが可能となる。なお、
このようにディスクの１台が故障し、他のディスクのデ
ータからデータを計算により算出している状態を縮退状
態と呼ぶ。一般に、この縮退状態では通常は４０Ｘのデ
ィスクへのアクセスですむデータ読み出しを行う代わり
に、４０Ｘを除く（Ｎ−１）台のディスクへのアクセス
が必要となるため、正常状態よりもアクセス性能が落ち
る。この性能低下を防止するため、本願発明のディスク
アレイ装置の一実施例では、縮退状態においては、キャ
ッシュメモリ３００が故障ディスク４０Ｘに相当する内
容を格納することにより、故障ディスク４０Ｘへのアク
セス時に復旧をしないで済むことになる。
ィスク４０Ｘが故障した場合（以下、この故障したディ
スク４０Ｘを故障ディスクという）、通常の単独ディス
クではそのディスク４０Ｘに格納されていたデータを復
旧することは不可能であるが、ＲＡＩＤ構成を持つアレ
イでは式（１）より、 と言う関係が成り立つため、他の（Ｎ−１）台のディス
クデータの排他的論理和を計算することで、故障ディス
ク４０Ｘのデータを復旧することが可能となる。なお、
このようにディスクの１台が故障し、他のディスクのデ
ータからデータを計算により算出している状態を縮退状
態と呼ぶ。一般に、この縮退状態では通常は４０Ｘのデ
ィスクへのアクセスですむデータ読み出しを行う代わり
に、４０Ｘを除く（Ｎ−１）台のディスクへのアクセス
が必要となるため、正常状態よりもアクセス性能が落ち
る。この性能低下を防止するため、本願発明のディスク
アレイ装置の一実施例では、縮退状態においては、キャ
ッシュメモリ３００が故障ディスク４０Ｘに相当する内
容を格納することにより、故障ディスク４０Ｘへのアク
セス時に復旧をしないで済むことになる。
【００１６】図２（Ａ）を参照すると、本発明の一実施
例のディスクアレイ装置が正常なディスクアレイとして
動作している場合のキャッシュメモリ３００のメモリマ
ップにおいて、キャッシュメモリ３００は各ディスク５
０１，５０２…５０Ｎに書き込まれるべきデータを一時
的に保持している。インタフェース手段１００より転送
された書き込みデータはディスク５０１，５０２…５０
Ｎへの書き込み前に各々のディスクに対応させたディス
クキャッシュ３０１，３０２…３０Ｎに一度書き込ま
れ、この段階でインタフェース手段１００を介して、上
位装置に対し終了報告を行うことにより物理動作が必要
なディスク４０１，４０２…４０Ｎへデータを書き込む
場合に比べ、システム全体の書き込み性能の向上を図れ
る。
例のディスクアレイ装置が正常なディスクアレイとして
動作している場合のキャッシュメモリ３００のメモリマ
ップにおいて、キャッシュメモリ３００は各ディスク５
０１，５０２…５０Ｎに書き込まれるべきデータを一時
的に保持している。インタフェース手段１００より転送
された書き込みデータはディスク５０１，５０２…５０
Ｎへの書き込み前に各々のディスクに対応させたディス
クキャッシュ３０１，３０２…３０Ｎに一度書き込ま
れ、この段階でインタフェース手段１００を介して、上
位装置に対し終了報告を行うことにより物理動作が必要
なディスク４０１，４０２…４０Ｎへデータを書き込む
場合に比べ、システム全体の書き込み性能の向上を図れ
る。
【００１７】図２（Ｂ）を参照すると、縮退状態のキャ
ッシュメモリ３００のメモリマップにおいて、キャッシ
ュメモリ３００は書き込みデータ用のディスクキャッシ
ュ３０１，３０２…３０Ｎとしてではなく、故障したデ
ィスク４０Ｘと等価な仮想ディスク７００として位置付
けられ、故障ディスク４０Ｘに対するデータ読み出し時
に再構成されたデータを仮想ディスク７００に記憶させ
る。つまり、正常時はアレイに書き込まれたデータを保
存し次に書き込まれたデータを読み出す場合にメモリ上
のデータを使用することにより１回のディスクアクセス
を無くしているが、縮退時には故障しているディスク４
０Ｘのデータを式（３）により再構成した結果を保存す
るために使用することにより故障ディスクデータの読み
出し時にに必要な（Ｎ−１）台のディスクへのアクセス
を減らすことを可能とする。この様に一度読み出し処理
が行われた事により再構成された故障ディスク４０Ｘと
等価なデータを仮想ディスク７００に蓄積し、同一領域
を再度読み出す場合にはこの蓄積されているデータを読
み出しデータとして使用することにより縮退状態におけ
る読み出し性能の低下を防ぐことが可能となる。この場
合、キャッシュメモリ３００の容量はディスク４０１，
４０２…４０Ｎと同等以上であることが望ましいが、デ
ィスクより容量が少ない場合でも、通常のキャッシュメ
モリと同様の機能が働き、使用頻度の高いデータを優先
して保持することになるため、仮想ディスク７００に記
憶されているデータのヒット率は一定のレベルに保つこ
とが可能である。
ッシュメモリ３００のメモリマップにおいて、キャッシ
ュメモリ３００は書き込みデータ用のディスクキャッシ
ュ３０１，３０２…３０Ｎとしてではなく、故障したデ
ィスク４０Ｘと等価な仮想ディスク７００として位置付
けられ、故障ディスク４０Ｘに対するデータ読み出し時
に再構成されたデータを仮想ディスク７００に記憶させ
る。つまり、正常時はアレイに書き込まれたデータを保
存し次に書き込まれたデータを読み出す場合にメモリ上
のデータを使用することにより１回のディスクアクセス
を無くしているが、縮退時には故障しているディスク４
０Ｘのデータを式（３）により再構成した結果を保存す
るために使用することにより故障ディスクデータの読み
出し時にに必要な（Ｎ−１）台のディスクへのアクセス
を減らすことを可能とする。この様に一度読み出し処理
が行われた事により再構成された故障ディスク４０Ｘと
等価なデータを仮想ディスク７００に蓄積し、同一領域
を再度読み出す場合にはこの蓄積されているデータを読
み出しデータとして使用することにより縮退状態におけ
る読み出し性能の低下を防ぐことが可能となる。この場
合、キャッシュメモリ３００の容量はディスク４０１，
４０２…４０Ｎと同等以上であることが望ましいが、デ
ィスクより容量が少ない場合でも、通常のキャッシュメ
モリと同様の機能が働き、使用頻度の高いデータを優先
して保持することになるため、仮想ディスク７００に記
憶されているデータのヒット率は一定のレベルに保つこ
とが可能である。
【００１８】次に本願発明の一実施例のディスクアレイ
装置の動作について説明する。
装置の動作について説明する。
【００１９】図３を参照すると、本願発明の一実施例の
ディスクアレイ装置の縮退時の読出し動作を表す処理の
流れ図である。上位装置からのアクセス要求はインタフ
ェース手段１００を介してアレイ制御手段２００に渡さ
れ、このアレイ制御手段２００で解読される。このアク
セス要求が読み出し要求であれば、アレイ制御手段２０
０は図３の流れ図に従って、故障ディスク４０Ｘに対す
るアクセスか否かが判断される（ステップ２０１）。故
障ディスク４０Ｘ以外のディスクドライブに対する読み
出し要求であれば、アレイ制御手段２００は該当するデ
ィスクドライブから読み出しを行なう（ステップ２０
２）。
ディスクアレイ装置の縮退時の読出し動作を表す処理の
流れ図である。上位装置からのアクセス要求はインタフ
ェース手段１００を介してアレイ制御手段２００に渡さ
れ、このアレイ制御手段２００で解読される。このアク
セス要求が読み出し要求であれば、アレイ制御手段２０
０は図３の流れ図に従って、故障ディスク４０Ｘに対す
るアクセスか否かが判断される（ステップ２０１）。故
障ディスク４０Ｘ以外のディスクドライブに対する読み
出し要求であれば、アレイ制御手段２００は該当するデ
ィスクドライブから読み出しを行なう（ステップ２０
２）。
【００２０】故障ディスク４０Ｘに対する読み出し要求
であれば（ステップ２０１）、当該データがキャッシュ
メモリ３００に格納されているか否かが調べられる（ス
テップ２０３）。当該データがキャッシュメモリ３００
に格納されていれば、すなわちキャッシュヒットであれ
ば、当該データがキャッシュメモリ３００から読み出さ
れる（ステップ２０４）。
であれば（ステップ２０１）、当該データがキャッシュ
メモリ３００に格納されているか否かが調べられる（ス
テップ２０３）。当該データがキャッシュメモリ３００
に格納されていれば、すなわちキャッシュヒットであれ
ば、当該データがキャッシュメモリ３００から読み出さ
れる（ステップ２０４）。
【００２１】故障ディスク４０Ｘに対する読み出し要求
であって、しかも当該データがキャッシュメモリ３００
に格納されていなければ（ステップ２０３）、アレイ制
御手段２００はディスクドライブ群４００から当該アク
セス要求に対応するパリティ、すなわち式（１）が成立
するＤ４０Ｎ、をパリティディスク４０Ｎから読み出す
（ステップ２０５）。
であって、しかも当該データがキャッシュメモリ３００
に格納されていなければ（ステップ２０３）、アレイ制
御手段２００はディスクドライブ群４００から当該アク
セス要求に対応するパリティ、すなわち式（１）が成立
するＤ４０Ｎ、をパリティディスク４０Ｎから読み出す
（ステップ２０５）。
【００２２】続いて、アレイ制御手段２００は当該アク
セス要求に係るデータに対応するデータ群、すなわち式
（１）が成立するＤ４０１〜Ｄ４０（Ｎ−１）、をディ
スクドライブ群４００から読み出す（ステップ２０
６）。但し、故障ディスク４０Ｘからはデータを読み出
さない。
セス要求に係るデータに対応するデータ群、すなわち式
（１）が成立するＤ４０１〜Ｄ４０（Ｎ−１）、をディ
スクドライブ群４００から読み出す（ステップ２０
６）。但し、故障ディスク４０Ｘからはデータを読み出
さない。
【００２３】そして、上記パリティＤ４０Ｎとデータ群
Ｄ４０１〜Ｄ４０（Ｎ−１）とから、式（３）によっ
て、故障ディスク４０Ｘに対応するデータＤ４０Ｘを復
旧する（ステップ２０７）。このようにして復旧された
データＤ４０Ｘは、キャッシュメモリ３００に書き込ま
れる（ステップ２０８）。
Ｄ４０１〜Ｄ４０（Ｎ−１）とから、式（３）によっ
て、故障ディスク４０Ｘに対応するデータＤ４０Ｘを復
旧する（ステップ２０７）。このようにして復旧された
データＤ４０Ｘは、キャッシュメモリ３００に書き込ま
れる（ステップ２０８）。
【００２４】図４を参照すると、本願発明の一実施例の
ディスクアレイ装置の縮退時の書込み動作を表す処理の
流れ図である。上位装置からのアクセス要求が書込み要
求であれば、アレイ制御手段２００は図４の流れ図に従
って、ディスクドライブ群４００から当該アクセス要求
に対応するパリティ、すなわち式（１）が成立するＤ４
０Ｎ、をパリティディスク４０Ｎから読み出す（ステッ
プ２１１）。
ディスクアレイ装置の縮退時の書込み動作を表す処理の
流れ図である。上位装置からのアクセス要求が書込み要
求であれば、アレイ制御手段２００は図４の流れ図に従
って、ディスクドライブ群４００から当該アクセス要求
に対応するパリティ、すなわち式（１）が成立するＤ４
０Ｎ、をパリティディスク４０Ｎから読み出す（ステッ
プ２１１）。
【００２５】続いて、アレイ制御手段２００は当該アク
セス要求に係るデータに対応するデータ群、すなわち式
（１）が成立するＤ４０１〜Ｄ４０（Ｎ−１）、をディ
スクドライブ群４００から読み出す（ステップ２１
２）。但し、故障ディスク４０Ｘからはデータを読み出
さない。
セス要求に係るデータに対応するデータ群、すなわち式
（１）が成立するＤ４０１〜Ｄ４０（Ｎ−１）、をディ
スクドライブ群４００から読み出す（ステップ２１
２）。但し、故障ディスク４０Ｘからはデータを読み出
さない。
【００２６】そして、アレイ制御手段２００は書込みデ
ータを新たに含めたデータ群Ｄ４０１〜Ｄ４０（Ｎ−
１）から式（１）によってパリティＤ４０Ｎを生成し
て、このパリティＤ４０Ｎをパリティディスク４０Ｎに
書き込む（ステップ２１３）。
ータを新たに含めたデータ群Ｄ４０１〜Ｄ４０（Ｎ−
１）から式（１）によってパリティＤ４０Ｎを生成し
て、このパリティＤ４０Ｎをパリティディスク４０Ｎに
書き込む（ステップ２１３）。
【００２７】その後、書込みデータが故障ディスク４０
Ｘに対するものであればこの書込みデータはキャッシュ
メモリ３００に書き込まれ（ステップ２１６）、故障デ
ィスク４０Ｘ以外のディスクドライブに対するものであ
れば当該ディスクドライブに書き込まれる（ステップ２
１５）。
Ｘに対するものであればこの書込みデータはキャッシュ
メモリ３００に書き込まれ（ステップ２１６）、故障デ
ィスク４０Ｘ以外のディスクドライブに対するものであ
れば当該ディスクドライブに書き込まれる（ステップ２
１５）。
【００２８】図５及び図６を参照すると、図５はキャッ
シュメモリ３００をディスクキャッシュとして用いた場
合のデータ転送ルートを示す図であり、図６は縮退時に
キャッシュメモリ３００を仮想ディスク７００として使
用した場合のデータ転送ルートを示す図である。
シュメモリ３００をディスクキャッシュとして用いた場
合のデータ転送ルートを示す図であり、図６は縮退時に
キャッシュメモリ３００を仮想ディスク７００として使
用した場合のデータ転送ルートを示す図である。
【００２９】なお、縮退時にキャッシュメモリ３００を
仮想ディスク７００として用いた場合、前に示したライ
トペナルティを避ける方法が無くなるためにより書き込
み性能は低下する。この性能低下は、図２（Ｃ）にメモ
リマップを示したように縮退時において常にキャッシュ
メモリ３００の全容量を仮想ディスク７００として確保
するのではなく、故障ディスクと等価なディスクとして
再構成されたデータを保存していない部分をディスクキ
ャッシュとして用いることにより防ぐことが可能とな
る。つまり、キャッシュメモリ３００上にライトペナル
ティを防ぐキャッシュとして利用する領域３０１〜３０
Ｎと仮想ディスク７００として利用する領域を双方用意
することにより、仮想ディスク領域７００で縮退時の読
み出し性能の低下を、キャッシュ領域３０１〜３０Ｎで
ライトペナルティの防止を行なうことが可能となる。
仮想ディスク７００として用いた場合、前に示したライ
トペナルティを避ける方法が無くなるためにより書き込
み性能は低下する。この性能低下は、図２（Ｃ）にメモ
リマップを示したように縮退時において常にキャッシュ
メモリ３００の全容量を仮想ディスク７００として確保
するのではなく、故障ディスクと等価なディスクとして
再構成されたデータを保存していない部分をディスクキ
ャッシュとして用いることにより防ぐことが可能とな
る。つまり、キャッシュメモリ３００上にライトペナル
ティを防ぐキャッシュとして利用する領域３０１〜３０
Ｎと仮想ディスク７００として利用する領域を双方用意
することにより、仮想ディスク領域７００で縮退時の読
み出し性能の低下を、キャッシュ領域３０１〜３０Ｎで
ライトペナルティの防止を行なうことが可能となる。
【００３０】
【発明の効果】以上説明したように、本発明はディスク
アレイにおけるライトペナルティの補完用であるキャッ
シュメモリを、縮退した磁気ディスク装置の仮想ディス
クとして用いることにより、縮退したディスクアレイか
らのデータ読み出し時の性能低下を抑えることを可能と
する効果を有する。
アレイにおけるライトペナルティの補完用であるキャッ
シュメモリを、縮退した磁気ディスク装置の仮想ディス
クとして用いることにより、縮退したディスクアレイか
らのデータ読み出し時の性能低下を抑えることを可能と
する効果を有する。
【図１】本発明のディスクアレイ装置の一実施例を表す
ブロック図である。
ブロック図である。
【図２】本発明の一実施例のキャッシュメモリが格納す
るデータのメモリマップを表す図である。
るデータのメモリマップを表す図である。
【図３】本発明のディスクアレイ装置の一実施例の読出
し動作の処理の流れを表す図である。
し動作の処理の流れを表す図である。
【図４】本発明のディスクアレイ装置の一実施例の書込
み動作の処理の流れを表す図である。
み動作の処理の流れを表す図である。
【図５】本発明のディスクアレイ装置の一実施例におけ
る正常時のデータ転送ルートを表す図である。
る正常時のデータ転送ルートを表す図である。
【図６】本発明のディスクアレイ装置の一実施例におけ
る故障発生時のデータ転送ルートを表す図である。
る故障発生時のデータ転送ルートを表す図である。
１００ インタフェース手段 ２００ アレイ制御手段 ３００ キャッシュメモリ ３０１〜３０Ｎ ディスクキャッシュ領域 ４００ ディスクドライブ群 ４０１〜４０Ｎ ディスクドライブ ７００ 仮想メモリ領域
Claims (2)
- 【請求項１】複数のディスクドライブを有するディスク
ドライブ群と、 これらディスクドライブ群への書込みデータに関するエ
ラー修復のための情報としてエラー修復情報を生成し、
前記ディスクドライブ群からの読出しデータに関してエ
ラーの発生をチェックしてエラー修復をするアレイ制御
手段と、 前記複数のディスクドライブの１つが故障した場合には
この故障したディスクドライブが格納すべきデータとし
て前記アレイ制御手段により修復されたデータを格納す
るキャッシュメモリ手段とを含むことを特徴とするディ
スクアレイ装置。 - 【請求項２】前記キャッシュメモリ手段は前記故障した
ディスク以外のディスクが格納するデータをも格納する
ことを特徴とする請求項１に記載のディスクアレイ装
置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5355494A JP2570614B2 (ja) | 1993-12-29 | 1993-12-29 | デイスクアレイ装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5355494A JP2570614B2 (ja) | 1993-12-29 | 1993-12-29 | デイスクアレイ装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07200190A true JPH07200190A (ja) | 1995-08-04 |
| JP2570614B2 JP2570614B2 (ja) | 1997-01-08 |
Family
ID=18444275
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5355494A Expired - Fee Related JP2570614B2 (ja) | 1993-12-29 | 1993-12-29 | デイスクアレイ装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2570614B2 (ja) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6430653B1 (en) | 1998-05-01 | 2002-08-06 | Nec Corporation | Disk control unit and method for prefetching according to partition information and concatenation information |
| US6832291B2 (en) | 1996-09-16 | 2004-12-14 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Memory system for improving data input/output performance and method of caching data recovery information |
| JP2013196481A (ja) * | 2012-03-21 | 2013-09-30 | Nec Corp | キャッシュ装置、情報処理システム、および、キャッシュ方法 |
| JP2016157257A (ja) * | 2015-02-24 | 2016-09-01 | Ｎｅｃプラットフォームズ株式会社 | ディスクアレイ装置およびその制御方法 |
-
1993
- 1993-12-29 JP JP5355494A patent/JP2570614B2/ja not_active Expired - Fee Related
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6832291B2 (en) | 1996-09-16 | 2004-12-14 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Memory system for improving data input/output performance and method of caching data recovery information |
| US6430653B1 (en) | 1998-05-01 | 2002-08-06 | Nec Corporation | Disk control unit and method for prefetching according to partition information and concatenation information |
| JP2013196481A (ja) * | 2012-03-21 | 2013-09-30 | Nec Corp | キャッシュ装置、情報処理システム、および、キャッシュ方法 |
| JP2016157257A (ja) * | 2015-02-24 | 2016-09-01 | Ｎｅｃプラットフォームズ株式会社 | ディスクアレイ装置およびその制御方法 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP2570614B2 (ja) | 1997-01-08 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
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