JPH07219719A - 記憶装置及び方法 - Google Patents
記憶装置及び方法Info
- Publication number
- JPH07219719A JPH07219719A JP6286911A JP28691194A JPH07219719A JP H07219719 A JPH07219719 A JP H07219719A JP 6286911 A JP6286911 A JP 6286911A JP 28691194 A JP28691194 A JP 28691194A JP H07219719 A JPH07219719 A JP H07219719A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- storage device
- data
- parity
- command
- error correction
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
- G11B20/1833—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs by adding special lists or symbols to the coded information
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F2211/00—Indexing scheme relating to details of data-processing equipment not covered by groups G06F3/00 - G06F13/00
- G06F2211/10—Indexing scheme relating to G06F11/10
- G06F2211/1002—Indexing scheme relating to G06F11/1076
- G06F2211/1054—Parity-fast hardware, i.e. dedicated fast hardware for RAID systems with parity
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Quality & Reliability (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Detection And Correction Of Errors (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 ドライブのアレイ内で使用されるディスク・
ドライブなどの改善された記憶装置を提供する。 【構成】 各ドライブはロジック及び排他的論理和計算
手段を有する。書込まれるデータが新たなコマンドの下
で、ホスト・コンピュータ１１からターゲット・ドライ
ブに送信され、この新たなコマンドがターゲット・ドラ
イブに新たなパリティの一部を生成するように命令し、
更にパリティ・ドライブを識別してもよい。ターゲット
装置はその媒体から旧データを読出し、パリティ・シン
ドロームを生成し、新たなデータを記憶し、次に識別パ
リティ・ドライブとの通信を開始する。そして、そのパ
リティ・ドライブに旧パリティを読出し、パリティ・シ
ンドローム及び旧パリティから新たなパリティ情報７０
を生成するように命令する。パリティ・ドライブは新た
なパリティの生成後、ホストまたはホストＩ／Ｏアクシ
ョンを伴わずに、その媒体上に新たなパリティを書込
む。
ドライブなどの改善された記憶装置を提供する。 【構成】 各ドライブはロジック及び排他的論理和計算
手段を有する。書込まれるデータが新たなコマンドの下
で、ホスト・コンピュータ１１からターゲット・ドライ
ブに送信され、この新たなコマンドがターゲット・ドラ
イブに新たなパリティの一部を生成するように命令し、
更にパリティ・ドライブを識別してもよい。ターゲット
装置はその媒体から旧データを読出し、パリティ・シン
ドロームを生成し、新たなデータを記憶し、次に識別パ
リティ・ドライブとの通信を開始する。そして、そのパ
リティ・ドライブに旧パリティを読出し、パリティ・シ
ンドローム及び旧パリティから新たなパリティ情報７０
を生成するように命令する。パリティ・ドライブは新た
なパリティの生成後、ホストまたはホストＩ／Ｏアクシ
ョンを伴わずに、その媒体上に新たなパリティを書込
む。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は記憶装置が記憶装置のア
レイにより提供されるデジタル記憶システムに関する。
レイにより提供されるデジタル記憶システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】単一のディスク・ドライブで達成される
よりも低いコストにより大記憶容量及び高い信頼性を提
供する、ディスクまたは他の直接アクセス記憶装置（Ｄ
ＡＳＤ）のアレイの利用が知られている。
よりも低いコストにより大記憶容量及び高い信頼性を提
供する、ディスクまたは他の直接アクセス記憶装置（Ｄ
ＡＳＤ）のアレイの利用が知られている。
【０００３】米国特許第４８７０６４３号はラック内に
実装される標準の５．２５インチのディスク・ドライブ
のアレイ、及びＳＣＳＩ（Small Computer System Inte
rface）を使用するパネル・フレームを教示する。各デ
ータ・ワードはｎ個のセグメントに分割され、各セグメ
ントはｎ個の異なるドライブの１つに並列に転送され、
ワード転送レートを高速化する。
実装される標準の５．２５インチのディスク・ドライブ
のアレイ、及びＳＣＳＩ（Small Computer System Inte
rface）を使用するパネル・フレームを教示する。各デ
ータ・ワードはｎ個のセグメントに分割され、各セグメ
ントはｎ個の異なるドライブの１つに並列に転送され、
ワード転送レートを高速化する。
【０００４】少なくとも１つのディスク・ドライブがパ
リティ・チェック情報を記憶し、これが故障したと思わ
れる任意の１つのディスク・ドライブ上のデータを再生
するために使用される。ドライブが故障すると、オペレ
ータは故障のドライブをフレームから抜き出し、正常な
ドライブと置き換える。次に再生されたデータが置換さ
れたドライブ上に書込まれる。ドライブはディスクの１
つに同期してではなく、マスタ制御装置からの信号に同
期して動作される。
リティ・チェック情報を記憶し、これが故障したと思わ
れる任意の１つのディスク・ドライブ上のデータを再生
するために使用される。ドライブが故障すると、オペレ
ータは故障のドライブをフレームから抜き出し、正常な
ドライブと置き換える。次に再生されたデータが置換さ
れたドライブ上に書込まれる。ドライブはディスクの１
つに同期してではなく、マスタ制御装置からの信号に同
期して動作される。
【０００５】米国特許第４９８９２０６号は、米国特許
第４８７８６４３号で述べられるタイプのアレイを教示
するが、データ及びパリティを記憶するために必要とな
るよりも多くのドライブをアレイ内に含む。ドライブが
故障すると、システムがドライブをクロス・ポイント・
スイッチを通じて再接続することにより、故障のドライ
ブを正常なドライブにより置換する。
第４８７８６４３号で述べられるタイプのアレイを教示
するが、データ及びパリティを記憶するために必要とな
るよりも多くのドライブをアレイ内に含む。ドライブが
故障すると、システムがドライブをクロス・ポイント・
スイッチを通じて再接続することにより、故障のドライ
ブを正常なドライブにより置換する。
【０００６】このシステムはプロセッサ及びキャッシュ
・メモリを有する制御モジュールを含む。各制御モジュ
ールはコンピュータから受信するデータ・ワードを、ｎ
個のドライブ上に書込まれるｎ個のセグメントに分割
し、パリティ・ドライブ上に書込まれるパリティ・セグ
メントを生成する。
・メモリを有する制御モジュールを含む。各制御モジュ
ールはコンピュータから受信するデータ・ワードを、ｎ
個のドライブ上に書込まれるｎ個のセグメントに分割
し、パリティ・ドライブ上に書込まれるパリティ・セグ
メントを生成する。
【０００７】IBM Technical Disclosure Bulletin、Vol
ume 32、Number 7（１９８９年１２月）のページ５で
は、IBM System 38及びIBM System 370で使用されるＤ
ＡＳＤアレイ・システムの改善を教示している。
ume 32、Number 7（１９８９年１２月）のページ５で
は、IBM System 38及びIBM System 370で使用されるＤ
ＡＳＤアレイ・システムの改善を教示している。
【０００８】これらのシステムでは、ｎ個のドライブ内
の対応するＤＡＳＤブロックのチェックサムがＣＰＵに
より計算される。この教示では、チェックサム・レコー
ドを準備するために必要なＣＰＵ時間を低減するため
に、チェックサムがＩ／Ｏサブシステム・チャネル及び
キャッシュにおいて計算される。この開示ではまた、デ
ータがｎ個のドライブの間で分散されず、ドライブの１
つに書込まれる。しかし、チェックサムは全てのドライ
ブのエラー回復を提供するために、ｎ個の全てのドライ
ブに渡って計算される。ドライブの１つがデータ・ブロ
ックにより書込まれる度に、チェックサムが全てのドラ
イブ内のデータから計算されることはない。
の対応するＤＡＳＤブロックのチェックサムがＣＰＵに
より計算される。この教示では、チェックサム・レコー
ドを準備するために必要なＣＰＵ時間を低減するため
に、チェックサムがＩ／Ｏサブシステム・チャネル及び
キャッシュにおいて計算される。この開示ではまた、デ
ータがｎ個のドライブの間で分散されず、ドライブの１
つに書込まれる。しかし、チェックサムは全てのドライ
ブのエラー回復を提供するために、ｎ個の全てのドライ
ブに渡って計算される。ドライブの１つがデータ・ブロ
ックにより書込まれる度に、チェックサムが全てのドラ
イブ内のデータから計算されることはない。
【０００９】その代わりに、チェックサムは書込まれる
べきドライブ内の旧データ・ブロックの影響を取り除く
ために、それを排他的論理和し、次に新たなチェックサ
ムを獲得するために新たなデータを排他的論理和するこ
とにより更新される。これらの排他的論理和演算がＣＰ
Ｕにより実行される時、ＣＰＵはしばしば、そのキャッ
シュ・メモリを介して作業し、それによりキャッシュは
一度だけ使用されるロング・オペランドによって満たさ
れる。Ｉ／Ｏサブシステムによる計算は、メモリに対し
て直接実行され、従ってキャッシュは保存され、ＣＰＵ
時間が低減される。
べきドライブ内の旧データ・ブロックの影響を取り除く
ために、それを排他的論理和し、次に新たなチェックサ
ムを獲得するために新たなデータを排他的論理和するこ
とにより更新される。これらの排他的論理和演算がＣＰ
Ｕにより実行される時、ＣＰＵはしばしば、そのキャッ
シュ・メモリを介して作業し、それによりキャッシュは
一度だけ使用されるロング・オペランドによって満たさ
れる。Ｉ／Ｏサブシステムによる計算は、メモリに対し
て直接実行され、従ってキャッシュは保存され、ＣＰＵ
時間が低減される。
【００１０】IBM Technical Disclosure Bulletin、Vol
ume 32、Number 6B（１９８９年１１月）の４８ページ
では、チェックサム情報をドライブの１つに記憶する代
わりに、各ディスク・ドライブに渡って分散することを
教示する。この場合、任意のドライブ上の任意のデータ
・ブロックが書込まれる度に、チェックサムが再度書込
まれなければならないので、信頼性を増す効果がある。
別のチェックサム・ドライブが提供されると、そのドラ
イブは他のドライブのいずれかが書込まれる時に動作
し、書込まれる新たなパリティ・ブロックによりバック
ログ（backlog）され、他のドライブよりも早くだめに
なることになる。
ume 32、Number 6B（１９８９年１１月）の４８ページ
では、チェックサム情報をドライブの１つに記憶する代
わりに、各ディスク・ドライブに渡って分散することを
教示する。この場合、任意のドライブ上の任意のデータ
・ブロックが書込まれる度に、チェックサムが再度書込
まれなければならないので、信頼性を増す効果がある。
別のチェックサム・ドライブが提供されると、そのドラ
イブは他のドライブのいずれかが書込まれる時に動作
し、書込まれる新たなパリティ・ブロックによりバック
ログ（backlog）され、他のドライブよりも早くだめに
なることになる。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】上述の従来技術は、低
コストのディスク・アレイの信頼性を改善したが、幾つ
かの問題も提示した。１９８９年１２月のIBM Technica
l Disclosure Bulletinで述べられるように、Ｉ／Ｏサ
ブシステムの利用はＩ／Ｏボトルネックの潜在的な原因
として認識される。
コストのディスク・アレイの信頼性を改善したが、幾つ
かの問題も提示した。１９８９年１２月のIBM Technica
l Disclosure Bulletinで述べられるように、Ｉ／Ｏサ
ブシステムの利用はＩ／Ｏボトルネックの潜在的な原因
として認識される。
【００１２】この問題は更にＲＡＩＤ（Redundant Arra
y of Inexpensive Disks）AdvisoryBoard社（ミネソタ
州リノレイクス）によって認識される。同社はＲＡＩＤ
技術の情報源として、"RAIDBook"を発行している。その
中で同社は、ＲＡＩＤレベル４において発生するパリテ
ィ書込みのボトルネックに対する部分的解決として、Ｒ
ＡＩＤレベル５を述べている。ＲＡＩＤレベル４は上記
１９８９年１２月のＩＢＭ刊行物の教示と類似であり、
ＲＡＩＤレベル５は上記１９８９年１１月のＩＢＭ刊行
物と類似である。
y of Inexpensive Disks）AdvisoryBoard社（ミネソタ
州リノレイクス）によって認識される。同社はＲＡＩＤ
技術の情報源として、"RAIDBook"を発行している。その
中で同社は、ＲＡＩＤレベル４において発生するパリテ
ィ書込みのボトルネックに対する部分的解決として、Ｒ
ＡＩＤレベル５を述べている。ＲＡＩＤレベル４は上記
１９８９年１２月のＩＢＭ刊行物の教示と類似であり、
ＲＡＩＤレベル５は上記１９８９年１１月のＩＢＭ刊行
物と類似である。
【００１３】この問題はアレイが直接、ＳＣＳＩバスに
よりホスト・コンピュータに接続され、アレイがホスト
・コンピュータ内で動作するアレイ管理ソフトウェアに
より制御される場合に深刻である。Ｉ／Ｏ制御装置を提
供する既知の代替は高価であり、上記従来技術で述べた
ように、それ自身がボトルネックとなる可能性がある。
このボトルネックは、ホストが書込みコマンドをＲＡＩ
Ｄレベル２及び３の全てのディスクに送信しなければな
らない、或いは新たなデータに対応する新たなパリティ
を生成するために旧データ及び旧パリティを読出し、次
に新たなデータ及び新たなパリティをＲＡＩＤレベル４
及び５として書込まなければならない事実により一層悪
化する。
よりホスト・コンピュータに接続され、アレイがホスト
・コンピュータ内で動作するアレイ管理ソフトウェアに
より制御される場合に深刻である。Ｉ／Ｏ制御装置を提
供する既知の代替は高価であり、上記従来技術で述べた
ように、それ自身がボトルネックとなる可能性がある。
このボトルネックは、ホストが書込みコマンドをＲＡＩ
Ｄレベル２及び３の全てのディスクに送信しなければな
らない、或いは新たなデータに対応する新たなパリティ
を生成するために旧データ及び旧パリティを読出し、次
に新たなデータ及び新たなパリティをＲＡＩＤレベル４
及び５として書込まなければならない事実により一層悪
化する。
【００１４】
【課題を解決するための手段】これらの及び他の問題
が、アレイ内の各記憶装置にロジック及び計算手段を提
供する本発明により軽減される。本発明によれば、書込
まれるデータが新たなコマンドの下で、ホスト・コンピ
ュータからターゲット・ドライブに送信され、この新た
なコマンドがターゲット・ドライブに新たなパリティの
一部を生成するように命令する。更にコマンドがパリテ
ィ・ドライブを識別してもよい。或いはＲＡＩＤレベル
５の上記RAIDBookで述べられるように、パリティ・ドラ
イブが永久にデータチャンク（datachunk）にもとづき
割当てられてもよい。
が、アレイ内の各記憶装置にロジック及び計算手段を提
供する本発明により軽減される。本発明によれば、書込
まれるデータが新たなコマンドの下で、ホスト・コンピ
ュータからターゲット・ドライブに送信され、この新た
なコマンドがターゲット・ドライブに新たなパリティの
一部を生成するように命令する。更にコマンドがパリテ
ィ・ドライブを識別してもよい。或いはＲＡＩＤレベル
５の上記RAIDBookで述べられるように、パリティ・ドラ
イブが永久にデータチャンク（datachunk）にもとづき
割当てられてもよい。
【００１５】ターゲット装置はその媒体から旧データを
読出し、パリティ・シンドロームを生成し、新たなデー
タを記憶し、識別パリティ・ドライブと通信を開始す
る。そして、そのパリティ・ドライブに対して旧パリテ
ィを読出し、パリティ・シンドローム及び旧パリティか
ら新たなパリティ情報を生成するように命令する。パリ
ティ・ドライブは新たなパリティの生成後、ホストまた
はホストＩ／Ｏアクションを伴わずに、全てのパリティ
情報を書込む。
読出し、パリティ・シンドロームを生成し、新たなデー
タを記憶し、識別パリティ・ドライブと通信を開始す
る。そして、そのパリティ・ドライブに対して旧パリテ
ィを読出し、パリティ・シンドローム及び旧パリティか
ら新たなパリティ情報を生成するように命令する。パリ
ティ・ドライブは新たなパリティの生成後、ホストまた
はホストＩ／Ｏアクションを伴わずに、全てのパリティ
情報を書込む。
【００１６】本発明の利点は、別のアレイ制御装置及び
その電源及びパッケージングのコストが削除され、同時
にホスト・コンピュータをパリティの生成及び余計なＩ
／Ｏオペレーションから解放することである。本発明の
別の利点は、本発明は少なくとも部分的に、各ディスク
・ドライブ内の既存のディスク装置プロセッサにおいて
実行されるマイクロコードにより実現されることにあ
る。
その電源及びパッケージングのコストが削除され、同時
にホスト・コンピュータをパリティの生成及び余計なＩ
／Ｏオペレーションから解放することである。本発明の
別の利点は、本発明は少なくとも部分的に、各ディスク
・ドライブ内の既存のディスク装置プロセッサにおいて
実行されるマイクロコードにより実現されることにあ
る。
【００１７】別の態様では、各ディスク・ドライブに最
小の排他的論理和ロジックを追加することにより、ディ
スク・ドライブ内の既存の電源に多大な負荷を追加する
ことなしに、スピード的な利点を提供する。
小の排他的論理和ロジックを追加することにより、ディ
スク・ドライブ内の既存の電源に多大な負荷を追加する
ことなしに、スピード的な利点を提供する。
【００１８】
【実施例】図１はデータを従来のＲＡＩＤレベル５のア
レイ・ディスク記憶システムに書込むための一般的なデ
ータ・パスを示す。ホスト・コンピュータ１１内のアプ
リケーション・プログラム１０が書込み要求を生成する
と、全ての変更データ・ブロックに対応するパリティ・
ブロックが変化する。
レイ・ディスク記憶システムに書込むための一般的なデ
ータ・パスを示す。ホスト・コンピュータ１１内のアプ
リケーション・プログラム１０が書込み要求を生成する
と、全ての変更データ・ブロックに対応するパリティ・
ブロックが変化する。
【００１９】最初に、アレイ管理ソフトウェア２０がア
プリケーション・プログラム仮想ディスク・アドレス
を、アレイ・メンバ番号１及びそのメンバ上のブロック
・アドレスに変換する。次に、アレイ管理ソフトウェア
２０は、変更されるメンバ・ブロックの内容３０をホス
ト内の内部バッファに読出す。アレイ管理ソフトウェア
はまた別途、選択データ・ブロック位置に対応するパリ
ティ・ブロックの内容４０を、パリティ・ドライブ４か
ら内部バッファに読出す。アレイ管理ソフトウェア２０
は次に、旧データ３０と旧パリティ４０との排他的論理
和を計算することにより（５０）、ターゲット・ブロッ
ク内での旧データ３０の寄与を除去する。次に、中間結
果５０が新たなデータ６０と排他的論理和され、新たな
パリティ情報７０が獲得される。次に、アレイ管理ソフ
トウェアが新たなパリティ情報７０をホストからパリテ
ィ・ドライブ４に書込み、また新たなデータ６０をホス
ト・コンピュータ１１からデータ・ドライブ１に書込
む。これらの読出し及び書込みオペレーションの各々は
Ｉ／Ｏボトルネックに寄与し、ホスト・コンピュータ資
源を消費する。
プリケーション・プログラム仮想ディスク・アドレス
を、アレイ・メンバ番号１及びそのメンバ上のブロック
・アドレスに変換する。次に、アレイ管理ソフトウェア
２０は、変更されるメンバ・ブロックの内容３０をホス
ト内の内部バッファに読出す。アレイ管理ソフトウェア
はまた別途、選択データ・ブロック位置に対応するパリ
ティ・ブロックの内容４０を、パリティ・ドライブ４か
ら内部バッファに読出す。アレイ管理ソフトウェア２０
は次に、旧データ３０と旧パリティ４０との排他的論理
和を計算することにより（５０）、ターゲット・ブロッ
ク内での旧データ３０の寄与を除去する。次に、中間結
果５０が新たなデータ６０と排他的論理和され、新たな
パリティ情報７０が獲得される。次に、アレイ管理ソフ
トウェアが新たなパリティ情報７０をホストからパリテ
ィ・ドライブ４に書込み、また新たなデータ６０をホス
ト・コンピュータ１１からデータ・ドライブ１に書込
む。これらの読出し及び書込みオペレーションの各々は
Ｉ／Ｏボトルネックに寄与し、ホスト・コンピュータ資
源を消費する。
【００２０】図２は本発明により変更された記憶装置の
ブロック図を示す。ホスト・コンピュータ１１はＳＣＳ
Ｉバス・アダプタ１５により、複数のディスク装置１３
−１乃至１３−（ｎ＋１）に接続される。従来技術に関
連して述べられたように、ｎ個のドライブがデータを記
憶し、関連する追加のドライブがパリティを記憶するよ
うに、ｎ＋１個のドライブのアレイを有することが一般
的である。
ブロック図を示す。ホスト・コンピュータ１１はＳＣＳ
Ｉバス・アダプタ１５により、複数のディスク装置１３
−１乃至１３−（ｎ＋１）に接続される。従来技術に関
連して述べられたように、ｎ個のドライブがデータを記
憶し、関連する追加のドライブがパリティを記憶するよ
うに、ｎ＋１個のドライブのアレイを有することが一般
的である。
【００２１】もちろん、レベル５の下でのRAIDBookに述
べられるように、各ドライブはドライブ性能を最適化す
るために、普通はデータ及びパリティを有する。
べられるように、各ドライブはドライブ性能を最適化す
るために、普通はデータ及びパリティを有する。
【００２２】ホスト・コンピュータ１１は大型メインフ
レーム・コンピュータ、またはパーソナル・コンピュー
タを含む任意のアーキテクチャの小型コンピュータであ
る。各記憶装置１３は対応するＳＣＳＩアダプタ１７を
有し、これはレシーバ・モード或いはイニシエータ・モ
ードのいずれかで動作することができる。ＳＣＳＩアー
キテクチャは、ＤＡＳＤ装置がホストを通じて保存デー
タ（archive data）を渡すことなしに、バックアップ機
能を実行するためにイニシエータ・モードを有する。
レーム・コンピュータ、またはパーソナル・コンピュー
タを含む任意のアーキテクチャの小型コンピュータであ
る。各記憶装置１３は対応するＳＣＳＩアダプタ１７を
有し、これはレシーバ・モード或いはイニシエータ・モ
ードのいずれかで動作することができる。ＳＣＳＩアー
キテクチャは、ＤＡＳＤ装置がホストを通じて保存デー
タ（archive data）を渡すことなしに、バックアップ機
能を実行するためにイニシエータ・モードを有する。
【００２３】各記憶装置はまたプロセッサ１９を有し、
これは媒体ハードウェアを制御し、要求される内部デー
タ転送を実行するようにプログラムされる。プロセッサ
１９はほとんどの場合、マイクロプロセッサである。メ
モリ２１もまた提供され、プロセッサ１９において実行
されるプログラムを記憶し、データをバッファする。デ
ータ・バッファ機能は図３に関連して詳細に述べられ
る。プロセッサは直接接続されるシーク制御論理及びド
ライバ２３を介して、媒体ハードウェアを制御する。
これは媒体ハードウェアを制御し、要求される内部デー
タ転送を実行するようにプログラムされる。プロセッサ
１９はほとんどの場合、マイクロプロセッサである。メ
モリ２１もまた提供され、プロセッサ１９において実行
されるプログラムを記憶し、データをバッファする。デ
ータ・バッファ機能は図３に関連して詳細に述べられ
る。プロセッサは直接接続されるシーク制御論理及びド
ライバ２３を介して、媒体ハードウェアを制御する。
【００２４】ドライバ２３はこの実施例では、磁気読出
し／書込みヘッドを媒体２７上で移動するアクチュエー
タ２５に接続される。媒体に書込まれ、また媒体から読
出されるデータは、読出し／書込みチャネル２９を介し
て転送される。読出し／書込みチャネル２９は読出し／
書込みヘッドに増幅器（図示せず）により接続される。
し／書込みヘッドを媒体２７上で移動するアクチュエー
タ２５に接続される。媒体に書込まれ、また媒体から読
出されるデータは、読出し／書込みチャネル２９を介し
て転送される。読出し／書込みチャネル２９は読出し／
書込みヘッドに増幅器（図示せず）により接続される。
【００２５】プロセッサ１９は標準のマイクロプロセッ
サ・バスにより、ＳＣＳＩアダプタ１７、メモリ２１及
び読出し／書込みチャネルに接続される。このバスは好
適な実施例では、Intel社のマイクロプロセッサ８０９
６により使用されるタイプの１６ビット幅のデータ及び
アドレス・バスである。
サ・バスにより、ＳＣＳＩアダプタ１７、メモリ２１及
び読出し／書込みチャネルに接続される。このバスは好
適な実施例では、Intel社のマイクロプロセッサ８０９
６により使用されるタイプの１６ビット幅のデータ及び
アドレス・バスである。
【００２６】上述の装置の他に、後に図３に関連して述
べられるように、パリティ・シンドローム及び新たなパ
リティと、新たなコマンド（Write Protected（書込み
保護）及びWrite Parity（パリティ書込み））をそれぞ
れ生成するために、排他的論理和ロジック３１が提供さ
れる。この好適な実施例では、排他的論理和ロジック３
１はハードウェア回路により実現され、これは図２に示
されるように、バス３３によりプロセッサ１９及びメモ
リ２１に接続されて動作する。排他的論理和ロジック３
１は、完全に或いは部分的にプロセッサ１９において実
行されるプログラムにより実現することも可能である。
べられるように、パリティ・シンドローム及び新たなパ
リティと、新たなコマンド（Write Protected（書込み
保護）及びWrite Parity（パリティ書込み））をそれぞ
れ生成するために、排他的論理和ロジック３１が提供さ
れる。この好適な実施例では、排他的論理和ロジック３
１はハードウェア回路により実現され、これは図２に示
されるように、バス３３によりプロセッサ１９及びメモ
リ２１に接続されて動作する。排他的論理和ロジック３
１は、完全に或いは部分的にプロセッサ１９において実
行されるプログラムにより実現することも可能である。
【００２７】しかしながら、プログラムによる実現は記
憶装置のオペレーションに悪影響を及ぼす。なぜなら、
マイクロプロセッサは通常は超高速プロセッサではな
く、一緒に排他的論理和されなければならないデータ・
ブロックは比較的長いため、大きな処理時間を要求する
からである。
憶装置のオペレーションに悪影響を及ぼす。なぜなら、
マイクロプロセッサは通常は超高速プロセッサではな
く、一緒に排他的論理和されなければならないデータ・
ブロックは比較的長いため、大きな処理時間を要求する
からである。
【００２８】排他的論理和ロジック３１の回路が、図５
に関連して詳細に述べられる。コマンド形式、並びにWr
ite Protected及びWrite Parityコマンドに対応して選
択されるパラメータは、記憶システムにおいて使用され
るアーキテクチャの特定の実施例に依存する。
に関連して詳細に述べられる。コマンド形式、並びにWr
ite Protected及びWrite Parityコマンドに対応して選
択されるパラメータは、記憶システムにおいて使用され
るアーキテクチャの特定の実施例に依存する。
【００２９】この実施例では、パリティが物理ブロック
・アドレスにもとづき、装置に跨って確立される。それ
によりWrite Protected及びWrite Parityコマンドの各
々は、同一の論理ブロック・アドレス及び転送長を有す
る。パリティ・マッピングは、物理ブロック・アドレス
の関数（好適には図７に示されるような定義関数）とし
て選択される。Write Protectedコマンドを受信するタ
ーゲット記憶装置は、この関数を用いて、Write Parity
コマンドを受信すべき他の装置を決定する。
・アドレスにもとづき、装置に跨って確立される。それ
によりWrite Protected及びWrite Parityコマンドの各
々は、同一の論理ブロック・アドレス及び転送長を有す
る。パリティ・マッピングは、物理ブロック・アドレス
の関数（好適には図７に示されるような定義関数）とし
て選択される。Write Protectedコマンドを受信するタ
ーゲット記憶装置は、この関数を用いて、Write Parity
コマンドを受信すべき他の装置を決定する。
【００３０】当業者には理解されるように、Write Prot
ectedコマンド内のパリティ装置を識別する（例えば図
５に示されるコマンド形式のバイト６をそのために使用
する）ことも、現実的な実施例である。
ectedコマンド内のパリティ装置を識別する（例えば図
５に示されるコマンド形式のバイト６をそのために使用
する）ことも、現実的な実施例である。
【００３１】図５に関連して後述されるように、Write
Protected及びWrite Parityコマンドは、SCSI Write 10
コマンドの場合に、オペレーション・コード・バイト
の"ベンダ特有（vender specific）"ビット７及び６が
０なのに対して、これらのビットがそれぞれ２進数の１
にセットされる以外は、SCSI Writeコマンドと同じ１０
バイト形式を有する。
Protected及びWrite Parityコマンドは、SCSI Write 10
コマンドの場合に、オペレーション・コード・バイト
の"ベンダ特有（vender specific）"ビット７及び６が
０なのに対して、これらのビットがそれぞれ２進数の１
にセットされる以外は、SCSI Writeコマンドと同じ１０
バイト形式を有する。
【００３２】好適な実施例のオペレーション：図３及び
図４を参照すると、ＳＣＳＩアーキテクチャを使用する
本発明の好適な実施例のデータ・パスが、そのオペレー
ションに関連して述べられる。最初に、ホスト・コンピ
ュータ１１において実行されるアレイ管理ソフトウェア
が、アプリケーション・プログラムから受取る仮想ディ
スク・アドレスを、アレイ・メンバ番号及びそのメンバ
上のブロック・アドレスに変換する。次にアレイ管理ソ
フトウェアがWrite Protectedコマンド１１１及び新た
なデータ１１３を、ｎ＋１個のドライブを含むアレイ内
の選択された、またはターゲット・ドライブ１３−ｉに
送信する。Write Protectedコマンド・オペレーション
は、ターゲット・ドライブからCommand Completeを受信
する以外は、ホスト・コンピュータのアレイとの関り合
いを終了する。
図４を参照すると、ＳＣＳＩアーキテクチャを使用する
本発明の好適な実施例のデータ・パスが、そのオペレー
ションに関連して述べられる。最初に、ホスト・コンピ
ュータ１１において実行されるアレイ管理ソフトウェア
が、アプリケーション・プログラムから受取る仮想ディ
スク・アドレスを、アレイ・メンバ番号及びそのメンバ
上のブロック・アドレスに変換する。次にアレイ管理ソ
フトウェアがWrite Protectedコマンド１１１及び新た
なデータ１１３を、ｎ＋１個のドライブを含むアレイ内
の選択された、またはターゲット・ドライブ１３−ｉに
送信する。Write Protectedコマンド・オペレーション
は、ターゲット・ドライブからCommand Completeを受信
する以外は、ホスト・コンピュータのアレイとの関り合
いを終了する。
【００３３】ターゲット・ドライブ１３−ｉにおいて、
Write Protectedコマンドが制御プロセッサ１９−ｉ内
のＸプログラムにより作用され、新たなデータがメモリ
２１−ｉ内のデータ・バッファ１１７に書込まれる。Wr
ite Protectedコマンドに応答して、Ｘプログラムは旧
データ１１９を媒体２７−ｉの作用領域（affected are
a）からバッファ１２３に読出す。次にＸプログラム
は、１２３内の旧データ１１９、及び１１７内の新たな
データ１１３を排他的論理和３１−ｉに転送し、ここで
パリティ・シンドローム１２７が、１１３と１１９との
排他的論理和により生成される。パリティ・シンドロー
ムは一時的にバッファ１２９に記憶される。
Write Protectedコマンドが制御プロセッサ１９−ｉ内
のＸプログラムにより作用され、新たなデータがメモリ
２１−ｉ内のデータ・バッファ１１７に書込まれる。Wr
ite Protectedコマンドに応答して、Ｘプログラムは旧
データ１１９を媒体２７−ｉの作用領域（affected are
a）からバッファ１２３に読出す。次にＸプログラム
は、１２３内の旧データ１１９、及び１１７内の新たな
データ１１３を排他的論理和３１−ｉに転送し、ここで
パリティ・シンドローム１２７が、１１３と１１９との
排他的論理和により生成される。パリティ・シンドロー
ムは一時的にバッファ１２９に記憶される。
【００３４】新たなデータは次に媒体２７−ｉの作用領
域に書込まれる。Ｘプログラムは次にＳＣＳＩアダプタ
１７−ｉをイニシエート・モードに入力させ、ドライブ
１３−ｉがWrite Parityコマンド１３１を、ホスト１１
からのWrite Protectedコマンド内において受信された
のと同じ論理ブロック・アドレス及びカウントと共に、
識別パリティ・ドライブ１３−ｐに発行する。ドライブ
１３−ｉはまた、パリティ・シンドローム情報１２７を
パリティ・ドライブ１３−ｐに送信する。
域に書込まれる。Ｘプログラムは次にＳＣＳＩアダプタ
１７−ｉをイニシエート・モードに入力させ、ドライブ
１３−ｉがWrite Parityコマンド１３１を、ホスト１１
からのWrite Protectedコマンド内において受信された
のと同じ論理ブロック・アドレス及びカウントと共に、
識別パリティ・ドライブ１３−ｐに発行する。ドライブ
１３−ｉはまた、パリティ・シンドローム情報１２７を
パリティ・ドライブ１３−ｐに送信する。
【００３５】Write Parityコマンド１３１に応答して、
記憶装置１３−ｐ内のＹプログラムは、旧パリティ２１
９を媒体２７−ｐの作用領域からバッファの２２３に読
出す。次にＹプログラムは、２２３内の旧パリティ２１
９、及び２１７内のパリティ・シンドローム１２７を排
他的論理和３１−ｐに転送し、ここで新たなパリティ情
報２２７が１２７と２１９との排他的論理和により生成
される。新たなパリティ情報２２７は一時的にバッファ
２２９に記憶される。
記憶装置１３−ｐ内のＹプログラムは、旧パリティ２１
９を媒体２７−ｐの作用領域からバッファの２２３に読
出す。次にＹプログラムは、２２３内の旧パリティ２１
９、及び２１７内のパリティ・シンドローム１２７を排
他的論理和３１−ｐに転送し、ここで新たなパリティ情
報２２７が１２７と２１９との排他的論理和により生成
される。新たなパリティ情報２２７は一時的にバッファ
２２９に記憶される。
【００３６】新たなパリティ情報２２７は次に媒体２７
−ｐの作用領域に、旧パリティ２１９の代わりに書込ま
れる。この新たなパリティは旧パリティからの情報を含
むので、他のドライブのいずれかが故障した場合、その
ドライブ上の対応ブロック内の他のデータを再生するた
めに、通常のように使用される。
−ｐの作用領域に、旧パリティ２１９の代わりに書込ま
れる。この新たなパリティは旧パリティからの情報を含
むので、他のドライブのいずれかが故障した場合、その
ドライブ上の対応ブロック内の他のデータを再生するた
めに、通常のように使用される。
【００３７】図３及び図４から明らかなように、２つの
ＳＣＳＩコマンド及び２つの情報だけがＳＣＳＩバスを
介して転送される。他の全てのオペレーションは作用さ
れる記憶装置ドライブに対して内部的に実行される。図
５は標準のWrite 10コマンドの場合のＳＣＳＩコマンド
形式を示す。０乃至９の１０バイトが１０行内に示さ
れ、各バイトの８ビットが７乃至０の列に示される。こ
こで列７が最上位ビットに相当する。
ＳＣＳＩコマンド及び２つの情報だけがＳＣＳＩバスを
介して転送される。他の全てのオペレーションは作用さ
れる記憶装置ドライブに対して内部的に実行される。図
５は標準のWrite 10コマンドの場合のＳＣＳＩコマンド
形式を示す。０乃至９の１０バイトが１０行内に示さ
れ、各バイトの８ビットが７乃至０の列に示される。こ
こで列７が最上位ビットに相当する。
【００３８】バイト０はオペコード（Op Code）であ
り、Write 10コマンドでは、これは１６進数の２Ａすな
わち２進数の00101010である。バイト１は論理ユニット
・アドレスを含み、他の制御フィールドは本発明には関
連しない。バイト２乃至バイト５は、３２ビットの論理
ブロック・アドレスに相当する。バイト６は予約済みで
あり、バイト７及びバイト８は転送長である。バイト９
は追加の制御フィールドであり、本発明には関連しな
い。
り、Write 10コマンドでは、これは１６進数の２Ａすな
わち２進数の00101010である。バイト１は論理ユニット
・アドレスを含み、他の制御フィールドは本発明には関
連しない。バイト２乃至バイト５は、３２ビットの論理
ブロック・アドレスに相当する。バイト６は予約済みで
あり、バイト７及びバイト８は転送長である。バイト９
は追加の制御フィールドであり、本発明には関連しな
い。
【００３９】Write Protectedコマンド及びWrite Parit
yコマンドは、SCSI Write 10コマンドの場合に、オペレ
ーション・コード・バイトの"ベンダ特有"ビット７及び
６が２進数の０であるのに対して、これらのビットがそ
れぞれ１にセットされる以外は、SCSI Write 10コマン
ドと同じ１０バイト形式を有する。すなわち、オペコー
ドはWrite ProtectedコマンドとWrite Parityコマンド
の場合で、それぞれ１６進数のＡＡすなわち２進数の10
101010、及び１６進数の６Ａすなわち２進数の01101010
となる。
yコマンドは、SCSI Write 10コマンドの場合に、オペレ
ーション・コード・バイトの"ベンダ特有"ビット７及び
６が２進数の０であるのに対して、これらのビットがそ
れぞれ１にセットされる以外は、SCSI Write 10コマン
ドと同じ１０バイト形式を有する。すなわち、オペコー
ドはWrite ProtectedコマンドとWrite Parityコマンド
の場合で、それぞれ１６進数のＡＡすなわち２進数の10
101010、及び１６進数の６Ａすなわち２進数の01101010
となる。
【００４０】図６は排他的論理和ロジック３１の１実施
例の詳細なブロック図を示す。排他的論理和ロジック３
１の中心部では、３つのレジスタ間で、複数の排他的論
理和回路３１１が並列アレイとして接続される。排他的
論理和回路の数は、好適には、図２に示されるバス３３
のデータ・パスの幅と同じに選択される。
例の詳細なブロック図を示す。排他的論理和ロジック３
１の中心部では、３つのレジスタ間で、複数の排他的論
理和回路３１１が並列アレイとして接続される。排他的
論理和回路の数は、好適には、図２に示されるバス３３
のデータ・パスの幅と同じに選択される。
【００４１】同様に、レジスタ３１３、３１５及び３１
７はバス３３と同じ幅を有する。各レジスタにはそれぞ
れアドレス・レジスタ３２３、３２５及び３２７が関連
付けられる。各アドレス・レジスタは、オペランド或い
は結果が記憶されるメモリ２１内のバッファの開始アド
レスを記憶する。例えばレジスタ３２３は、図３に示さ
れる新たなデータを含むデータ・バッファ１１７の開始
アドレスを指し示す。同様にレジスタ３２５は、旧デー
タが含まれるバッファ１２３の開始アドレスを記憶し、
レジスタ３２７はパリティ・シンドロームが記憶される
アドレスを記憶する。
７はバス３３と同じ幅を有する。各レジスタにはそれぞ
れアドレス・レジスタ３２３、３２５及び３２７が関連
付けられる。各アドレス・レジスタは、オペランド或い
は結果が記憶されるメモリ２１内のバッファの開始アド
レスを記憶する。例えばレジスタ３２３は、図３に示さ
れる新たなデータを含むデータ・バッファ１１７の開始
アドレスを指し示す。同様にレジスタ３２５は、旧デー
タが含まれるバッファ１２３の開始アドレスを記憶し、
レジスタ３２７はパリティ・シンドロームが記憶される
アドレスを記憶する。
【００４２】排他的論理和ロジック３１は制御ブロック
３３１を含み、これはカウンタ３３３に接続される。こ
れらは一緒になって、直接メモリ・アクセス（ＤＭＡ）
・モードにおける排他的論理和ロジック３１のオペレー
ションを制御する。プログラムＸ及びＹのサブプログラ
ムがマイクロプロセッサ１９内で動作し、制御ブロック
３３１に対して、続く長さカウントすなわち書込まれる
新たなデータのバイト数をレジスタ３３３にロードする
ように指令することにより、ＤＭＡオペレーションを開
始する。その後、制御ブロック３３１の制御の下で、開
始アドレスがアドレス・レジスタ３２３、３２５及び３
２７にロードされる。
３３１を含み、これはカウンタ３３３に接続される。こ
れらは一緒になって、直接メモリ・アクセス（ＤＭＡ）
・モードにおける排他的論理和ロジック３１のオペレー
ションを制御する。プログラムＸ及びＹのサブプログラ
ムがマイクロプロセッサ１９内で動作し、制御ブロック
３３１に対して、続く長さカウントすなわち書込まれる
新たなデータのバイト数をレジスタ３３３にロードする
ように指令することにより、ＤＭＡオペレーションを開
始する。その後、制御ブロック３３１の制御の下で、開
始アドレスがアドレス・レジスタ３２３、３２５及び３
２７にロードされる。
【００４３】マイクロプロセッサ１９が開始コマンドを
制御ブロック３３１に送信すると、制御ブロックは識別
アドレスからレジスタ３１３及び３１５へのロードを開
始し、それらを排他的論理和し、結果をレジスタ３１７
から、レジスタ３２７により指し示されるメモリ１９の
アドレスに再度返送して記憶する。制御ブロック３３１
は次にカウンタ３３３及びアドレス・レジスタ３２３、
３２５及び３２７の内容をステップし、カウンタ３３３
の内容が０に減少するまで、このサイクルを繰返す。こ
の時点で、例えば旧データと新たなデータとがドライブ
１３−ｉにおいて完全に排他的論理和され、パリティ・
シンドロームの生成オペレーションが完了する。
制御ブロック３３１に送信すると、制御ブロックは識別
アドレスからレジスタ３１３及び３１５へのロードを開
始し、それらを排他的論理和し、結果をレジスタ３１７
から、レジスタ３２７により指し示されるメモリ１９の
アドレスに再度返送して記憶する。制御ブロック３３１
は次にカウンタ３３３及びアドレス・レジスタ３２３、
３２５及び３２７の内容をステップし、カウンタ３３３
の内容が０に減少するまで、このサイクルを繰返す。こ
の時点で、例えば旧データと新たなデータとがドライブ
１３−ｉにおいて完全に排他的論理和され、パリティ・
シンドロームの生成オペレーションが完了する。
【００４４】同じシーケンスがパリティ・ドライブ１３
−ｐにおいても実行され、新たなパリティがパリティ・
シンドローム及び旧パリティから生成される。
−ｐにおいても実行され、新たなパリティがパリティ・
シンドローム及び旧パリティから生成される。
【００４５】図７は、ＲＡＩＤレベル５によるメンバ記
憶装置に渡るデータ分散のマッピング例を示す。仮想デ
ィスク４１１は、例えばブロック０乃至ブロック１１を
有し、アレイ管理ソフトウェア４１３により物理記憶装
置０乃至４に接続される。装置４１５（ディスク０とラ
ベル付けされる）は、ブロック０、４、８及び１２を記
憶する。装置４１７（ディスク１とラベル付けされる）
は、ブロック１、５、９、並びにブロック１２、１３、
１４及び１５に対応するパリティを記憶する。装置４１
９（ディスク２とラベル付けされる）は、ブロック２、
６、１３、並びにブロック８、９、１０及び１１に対応
するパリティを記憶する。装置４２１（ディスク３とラ
ベル付けされる）は、ブロック３、１０、１４、並びに
ブロック４、５、６及び７に対応するパリティを記憶す
る。装置４２３（ディスク４とラベル付けされる）は、
ブロック７、１１、１５、並びにブロック０、１、２及
び３に対応するパリティを記憶する。
憶装置に渡るデータ分散のマッピング例を示す。仮想デ
ィスク４１１は、例えばブロック０乃至ブロック１１を
有し、アレイ管理ソフトウェア４１３により物理記憶装
置０乃至４に接続される。装置４１５（ディスク０とラ
ベル付けされる）は、ブロック０、４、８及び１２を記
憶する。装置４１７（ディスク１とラベル付けされる）
は、ブロック１、５、９、並びにブロック１２、１３、
１４及び１５に対応するパリティを記憶する。装置４１
９（ディスク２とラベル付けされる）は、ブロック２、
６、１３、並びにブロック８、９、１０及び１１に対応
するパリティを記憶する。装置４２１（ディスク３とラ
ベル付けされる）は、ブロック３、１０、１４、並びに
ブロック４、５、６及び７に対応するパリティを記憶す
る。装置４２３（ディスク４とラベル付けされる）は、
ブロック７、１１、１５、並びにブロック０、１、２及
び３に対応するパリティを記憶する。
【００４６】好適な実施例により本発明を説明してきた
が、コンピュータ周辺装置の設計に携わる当業者には、
本発明の精神及び範囲から逸脱することなしに、構造及
びプログラミングの様々な変更が可能であることが理解
されよう。
が、コンピュータ周辺装置の設計に携わる当業者には、
本発明の精神及び範囲から逸脱することなしに、構造及
びプログラミングの様々な変更が可能であることが理解
されよう。
【００４７】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
の事項を開示する。
【００４８】（１）コンピュータと共に使用されるタイ
プの記憶装置であって、前記記憶装置をコンピュータ及
び少なくとも１つの他の記憶装置に接続するインタフェ
ースと、前記インタフェースに接続されて、コマンドを
受信する制御手段と、前記制御手段に接続され、前記コ
マンドに応答してデータ及びエラー訂正情報を記憶する
ように前記制御手段により制御される記憶媒体と、前記
制御手段に接続され、前記インタフェースから受信され
た情報と、前記記憶媒体から受信された情報とから、前
記エラー訂正情報として有用な結果を計算する計算手段
と、を含む記憶装置。 （２）前記記憶媒体がディスク媒体を含む、前記（１）
記載の記憶装置。 （３）前記制御手段がマイクロプロセッサを含む、前記
（１）記載の記憶装置。 （４）前記インタフェースがＳＣＳＩインタフェースを
含む、前記（１）記載の記憶装置。 （５）前記計算手段が排他的論理和回路を含む、前記
（１）記載の記憶装置。 （６）前記コマンドが、前記制御手段に対して、前記イ
ンタフェースから受信した前記情報を前記媒体上に記憶
するように指令する書込み保護コマンドである、前記
（１）記載の記憶装置。 （７）前記書込み保護コマンドがＳＣＳＩコマンドの要
件に従う、前記（４）記載の記憶装置。 （８）前記書込み保護コマンドが11101010のオペコード
・ビット・パターンを有する、前記（７）記載の記憶装
置。 （９）前記コマンドが、前記制御手段に対して、前記エ
ラー訂正情報を前記媒体上に記憶するように指令するパ
リティ書込みコマンドである、前記（１）記載の記憶装
置。 （１０）前記パリティ書込みコマンドがＳＣＳＩコマン
ドの要件に従う、前記（９）記載の記憶装置。 （１１）前記パリティ書込みコマンドが01101100のオペ
コード・ビット・パターンを有する、前記（１０）記載
の記憶装置。 （１２）前記インタフェースから受信される前記情報が
前記媒体上に書込まれる新たなデータであり、前記結果
が旧データの影響が除去されて、前記新たなデータの影
響が追加されるエラー訂正情報である、前記（１）記載
の記憶装置。 （１３）前記インタフェースから受信される情報が、旧
データの影響が除去されて、前記新たなデータの影響が
追加される前記エラー訂正情報であり、前記計算手段が
前記制御手段により制御されて、前記インタフェースか
ら受信される前記エラー訂正情報と、前記媒体上に記憶
される旧エラー訂正情報とから結果を計算し、前記旧デ
ータの影響が除去され、前記新たなデータの影響が追加
され、別の記憶装置上に記憶される他のデータの影響が
追加された新たなエラー訂正情報を計算し、前記新たな
エラー訂正情報が、前記新たなデータ内に存在するかも
しれない将来のエラーの訂正、或いは前記他のデータ内
に存在するかもしれないエラーの訂正に有用である、前
記（１）記載の記憶装置。 （１４）記憶装置のアレイ上にデータを記憶する方法で
あって、第１のコマンド及び新たなデータを第１の記憶
装置に送信するステップと、前記第１の記憶装置内の第
１の媒体から旧データを読出すステップと、前記新たな
データと前記旧データとの排他的論理和を計算して、前
記旧データの影響の除去に関する情報と、前記新たなデ
ータの影響に関する情報とを含む第１のエラー訂正情報
を生成するステップと、前記第１の媒体上に前記新たな
データを記憶するステップと、第２のコマンド及び前記
第１のエラー訂正情報を、前記第１の記憶装置から第２
の記憶装置に送信するステップと、旧エラー訂正情報を
前記第２の記憶装置内の第２の媒体から読出すステップ
と、前記第１のエラー訂正情報と前記旧エラー訂正情報
との排他的論理和を計算して、前記旧データの影響の除
去に関する情報と、前記新たなデータの影響に関する情
報と、他の記憶装置上に記憶される他のデータの影響を
含む新たなエラー訂正情報を生成するステップと、前記
新たなエラー訂正情報を前記第２の媒体上に記憶するス
テップと、を含む方法。
プの記憶装置であって、前記記憶装置をコンピュータ及
び少なくとも１つの他の記憶装置に接続するインタフェ
ースと、前記インタフェースに接続されて、コマンドを
受信する制御手段と、前記制御手段に接続され、前記コ
マンドに応答してデータ及びエラー訂正情報を記憶する
ように前記制御手段により制御される記憶媒体と、前記
制御手段に接続され、前記インタフェースから受信され
た情報と、前記記憶媒体から受信された情報とから、前
記エラー訂正情報として有用な結果を計算する計算手段
と、を含む記憶装置。 （２）前記記憶媒体がディスク媒体を含む、前記（１）
記載の記憶装置。 （３）前記制御手段がマイクロプロセッサを含む、前記
（１）記載の記憶装置。 （４）前記インタフェースがＳＣＳＩインタフェースを
含む、前記（１）記載の記憶装置。 （５）前記計算手段が排他的論理和回路を含む、前記
（１）記載の記憶装置。 （６）前記コマンドが、前記制御手段に対して、前記イ
ンタフェースから受信した前記情報を前記媒体上に記憶
するように指令する書込み保護コマンドである、前記
（１）記載の記憶装置。 （７）前記書込み保護コマンドがＳＣＳＩコマンドの要
件に従う、前記（４）記載の記憶装置。 （８）前記書込み保護コマンドが11101010のオペコード
・ビット・パターンを有する、前記（７）記載の記憶装
置。 （９）前記コマンドが、前記制御手段に対して、前記エ
ラー訂正情報を前記媒体上に記憶するように指令するパ
リティ書込みコマンドである、前記（１）記載の記憶装
置。 （１０）前記パリティ書込みコマンドがＳＣＳＩコマン
ドの要件に従う、前記（９）記載の記憶装置。 （１１）前記パリティ書込みコマンドが01101100のオペ
コード・ビット・パターンを有する、前記（１０）記載
の記憶装置。 （１２）前記インタフェースから受信される前記情報が
前記媒体上に書込まれる新たなデータであり、前記結果
が旧データの影響が除去されて、前記新たなデータの影
響が追加されるエラー訂正情報である、前記（１）記載
の記憶装置。 （１３）前記インタフェースから受信される情報が、旧
データの影響が除去されて、前記新たなデータの影響が
追加される前記エラー訂正情報であり、前記計算手段が
前記制御手段により制御されて、前記インタフェースか
ら受信される前記エラー訂正情報と、前記媒体上に記憶
される旧エラー訂正情報とから結果を計算し、前記旧デ
ータの影響が除去され、前記新たなデータの影響が追加
され、別の記憶装置上に記憶される他のデータの影響が
追加された新たなエラー訂正情報を計算し、前記新たな
エラー訂正情報が、前記新たなデータ内に存在するかも
しれない将来のエラーの訂正、或いは前記他のデータ内
に存在するかもしれないエラーの訂正に有用である、前
記（１）記載の記憶装置。 （１４）記憶装置のアレイ上にデータを記憶する方法で
あって、第１のコマンド及び新たなデータを第１の記憶
装置に送信するステップと、前記第１の記憶装置内の第
１の媒体から旧データを読出すステップと、前記新たな
データと前記旧データとの排他的論理和を計算して、前
記旧データの影響の除去に関する情報と、前記新たなデ
ータの影響に関する情報とを含む第１のエラー訂正情報
を生成するステップと、前記第１の媒体上に前記新たな
データを記憶するステップと、第２のコマンド及び前記
第１のエラー訂正情報を、前記第１の記憶装置から第２
の記憶装置に送信するステップと、旧エラー訂正情報を
前記第２の記憶装置内の第２の媒体から読出すステップ
と、前記第１のエラー訂正情報と前記旧エラー訂正情報
との排他的論理和を計算して、前記旧データの影響の除
去に関する情報と、前記新たなデータの影響に関する情
報と、他の記憶装置上に記憶される他のデータの影響を
含む新たなエラー訂正情報を生成するステップと、前記
新たなエラー訂正情報を前記第２の媒体上に記憶するス
テップと、を含む方法。
【００４９】
【発明の効果】本発明の実施により、別のアレイ制御装
置及びその電源及びパッケージングのコストが削除さ
れ、同時にホスト・コンピュータをパリティの生成及び
余計なＩ／Ｏオペレーションから解放することができ
る。本発明は少なくとも部分的に、各ディスク・ドライ
ブ内の既存のディスク装置プロセッサにおいて実行され
るマイクロコードにより実現することができる。各ディ
スク・ドライブに最小の排他的論理和ロジックを追加す
ることにより、ディスク・ドライブ内の既存の電源に多
大な負荷を追加することなしに、スピード的な利点を提
供することができる。
置及びその電源及びパッケージングのコストが削除さ
れ、同時にホスト・コンピュータをパリティの生成及び
余計なＩ／Ｏオペレーションから解放することができ
る。本発明は少なくとも部分的に、各ディスク・ドライ
ブ内の既存のディスク装置プロセッサにおいて実行され
るマイクロコードにより実現することができる。各ディ
スク・ドライブに最小の排他的論理和ロジックを追加す
ることにより、ディスク・ドライブ内の既存の電源に多
大な負荷を追加することなしに、スピード的な利点を提
供することができる。
【図１】ＲＡＩＤレベル５の下での従来方法のデータ・
パスのブロック図である。
パスのブロック図である。
【図２】本発明によるデータ記憶装置のブロック図であ
る。
る。
【図３】本発明のデータ・パスのブロック図である。
【図４】本発明のデータ・パスのブロック図である。
【図５】ＳＣＳＩ書込みコマンドの形式を示す図であ
る。
る。
【図６】本発明によるパリティ生成手段のブロック図で
ある。
ある。
【図７】パリティ装置を選択するための可能な機能図で
ある。
ある。
０、１、２、３ データ・ドライブ ４ パリティ・ドライブ １０ アプリケーション・プログラム １１ ホスト・コンピュータ １３ 記憶装置 １５ ＳＣＳＩバス・アダプタ １７ ＳＣＳＩアダプタ １９ プロセッサ ２０、４１３ アレイ管理ソフトウェア ２１ メモリ ２３ ドライバ ２５ アクチュエータ ２９ 読出し／書込みチャネル ３０、１１９ 旧データ ３１ 排他的論理和ロジック ３３ バス ４０、２１９ 旧パリティ ５０ ＸＯＲデータ ６０、１１３ 新たなデータ ７０、２２７ 新たなパリティ情報 １１１ Write Protectedコマンド １１７ データ・バッファ １２３、１２９、２２３、２２９ バッファ １２７ パリティ・シンドローム １３１ Write Parityコマンド ３１１ 排他的論理和回路 ３１３、３１５、３１７ レジスタ ３２３、３２５、３２７ アドレス・レジスタ ３３１ 制御ブロック ３３３ カウンタ ４１１ 仮想ディスク ４１５、４１７、４１９、４２１、４２３ 装置
Claims (14)
- 【請求項１】コンピュータと共に使用されるタイプの記
憶装置であって、 前記記憶装置をコンピュータ及び少なくとも１つの他の
記憶装置に接続するインタフェースと、 前記インタフェースに接続されて、コマンドを受信する
制御手段と、 前記制御手段に接続され、前記コマンドに応答してデー
タ及びエラー訂正情報を記憶するように前記制御手段に
より制御される記憶媒体と、 前記制御手段に接続され、前記インタフェースから受信
された情報と、前記記憶媒体から受信された情報とか
ら、前記エラー訂正情報として有用な結果を計算する計
算手段と、 を含む記憶装置。 - 【請求項２】前記記憶媒体がディスク媒体を含む、請求
項１記載の記憶装置。 - 【請求項３】前記制御手段がマイクロプロセッサを含
む、請求項１記載の記憶装置。 - 【請求項４】前記インタフェースがＳＣＳＩインタフェ
ースを含む、請求項１記載の記憶装置。 - 【請求項５】前記計算手段が排他的論理和回路を含む、 請求項１記載の記憶装置。
- 【請求項６】前記コマンドが、前記制御手段に対して、
前記インタフェースから受信した前記情報を前記媒体上
に記憶するように指令する書込み保護コマンドである、
請求項１記載の記憶装置。 - 【請求項７】前記書込み保護コマンドがＳＣＳＩコマン
ドの要件に従う、請求項４記載の記憶装置。 - 【請求項８】前記書込み保護コマンドが11101010のオペ
コード・ビット・パターンを有する、請求項７記載の記
憶装置。 - 【請求項９】前記コマンドが、前記制御手段に対して、
前記エラー訂正情報を前記媒体上に記憶するように指令
するパリティ書込みコマンドである、請求項１記載の記
憶装置。 - 【請求項１０】前記パリティ書込みコマンドがＳＣＳＩ
コマンドの要件に従う、請求項９記載の記憶装置。 - 【請求項１１】前記パリティ書込みコマンドが01101100
のオペコード・ビット・パターンを有する、請求項１０
記載の記憶装置。 - 【請求項１２】前記インタフェースから受信される前記
情報が前記媒体上に書込まれる新たなデータであり、前
記結果が旧データの影響が除去されて、前記新たなデー
タの影響が追加されるエラー訂正情報である、請求項１
記載の記憶装置。 - 【請求項１３】前記インタフェースから受信される情報
が、旧データの影響が除去されて、前記新たなデータの
影響が追加される前記エラー訂正情報であり、前記計算
手段が前記制御手段により制御されて、前記インタフェ
ースから受信される前記エラー訂正情報と、前記媒体上
に記憶される旧エラー訂正情報とから結果を計算し、前
記旧データの影響が除去され、前記新たなデータの影響
が追加され、別の記憶装置上に記憶される他のデータの
影響が追加された新たなエラー訂正情報を計算し、前記
新たなエラー訂正情報が、前記新たなデータ内に存在す
るかもしれない将来のエラーの訂正、或いは前記他のデ
ータ内に存在するかもしれないエラーの訂正に有用であ
る、請求項１記載の記憶装置。 - 【請求項１４】記憶装置のアレイ上にデータを記憶する
方法であって、 第１のコマンド及び新たなデータを第１の記憶装置に送
信するステップと、 前記第１の記憶装置内の第１の媒体から旧データを読出
すステップと、 前記新たなデータと前記旧データとの排他的論理和を計
算して、前記旧データの影響の除去に関する情報と、前
記新たなデータの影響に関する情報とを含む第１のエラ
ー訂正情報を生成するステップと、 前記第１の媒体上に前記新たなデータを記憶するステッ
プと、 第２のコマンド及び前記第１のエラー訂正情報を、前記
第１の記憶装置から第２の記憶装置に送信するステップ
と、 旧エラー訂正情報を前記第２の記憶装置内の第２の媒体
から読出すステップと、 前記第１のエラー訂正情報と前記旧エラー訂正情報との
排他的論理和を計算して、前記旧データの影響の除去に
関する情報と、前記新たなデータの影響に関する情報
と、他の記憶装置上に記憶される他のデータの影響を含
む新たなエラー訂正情報を生成するステップと、 前記新たなエラー訂正情報を前記第２の媒体上に記憶す
るステップと、 を含む方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US178955 | 1988-04-07 | ||
| US17895594A | 1994-01-07 | 1994-01-07 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07219719A true JPH07219719A (ja) | 1995-08-18 |
| JP3072700B2 JP3072700B2 (ja) | 2000-07-31 |
Family
ID=22654605
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6286911A Expired - Lifetime JP3072700B2 (ja) | 1994-01-07 | 1994-11-21 | 記憶装置及び方法 |
Country Status (7)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5574736A (ja) |
| EP (1) | EP0662660A1 (ja) |
| JP (1) | JP3072700B2 (ja) |
| KR (1) | KR0162121B1 (ja) |
| CA (1) | CA2134016A1 (ja) |
| MY (1) | MY113983A (ja) |
| SG (1) | SG42319A1 (ja) |
Families Citing this family (12)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5894564A (en) * | 1995-06-07 | 1999-04-13 | International Business Machines Corporation | System for identifying memory segment bounded by previously accessed memory locations within data block and transferring thereof only when the segment has been changed |
| US6154810A (en) * | 1995-08-28 | 2000-11-28 | Apple Computer, Inc. | System and method for utilizing the memory of a portable computer as a disk cache while in SCSI target mode |
| US6108812A (en) * | 1996-06-20 | 2000-08-22 | Lsi Logic Corporation | Target device XOR engine |
| US5889934A (en) * | 1997-02-24 | 1999-03-30 | Data General Corporation | Data validation system for a group of data storage disks |
| US5935260A (en) * | 1997-05-02 | 1999-08-10 | Emc Corporation | Method and apparatus for providing system level errors in a large disk array storage system |
| US6112255A (en) * | 1997-11-13 | 2000-08-29 | International Business Machines Corporation | Method and means for managing disk drive level logic and buffer modified access paths for enhanced raid array data rebuild and write update operations |
| EP1340877B1 (de) | 2002-03-01 | 2016-05-25 | GEZE GmbH | Türantrieb |
| JP2004199319A (ja) * | 2002-12-18 | 2004-07-15 | Konica Minolta Holdings Inc | 情報処理装置 |
| US7380198B2 (en) * | 2003-06-11 | 2008-05-27 | International Business Machines Corporation | System and method for detecting write errors in a storage device |
| GB2402803B (en) * | 2003-06-11 | 2006-06-28 | Ibm | Arrangement and method for detection of write errors in a storage system |
| US10585749B2 (en) * | 2017-08-10 | 2020-03-10 | Samsung Electronics Co., Ltd. | System and method for distributed erasure coding |
| KR20190085642A (ko) * | 2018-01-11 | 2019-07-19 | 에스케이하이닉스 주식회사 | 메모리 시스템 |
Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH05158621A (ja) * | 1991-12-04 | 1993-06-25 | Hitachi Ltd | ディスク装置およびディスクアレイ装置 |
Family Cites Families (10)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4870643A (en) * | 1987-11-06 | 1989-09-26 | Micropolis Corporation | Parallel drive array storage system |
| US4989206A (en) * | 1988-06-28 | 1991-01-29 | Storage Technology Corporation | Disk drive memory |
| JP2603757B2 (ja) * | 1990-11-30 | 1997-04-23 | 富士通株式会社 | アレ−ディスク装置の制御方法 |
| US5191584A (en) * | 1991-02-20 | 1993-03-02 | Micropolis Corporation | Mass storage array with efficient parity calculation |
| US5317713A (en) * | 1991-09-19 | 1994-05-31 | Quantum Corporation | Micro-winchester disk drive having on-board segmented cache memory |
| US5379417A (en) * | 1991-11-25 | 1995-01-03 | Tandem Computers Incorporated | System and method for ensuring write data integrity in a redundant array data storage system |
| US5398253A (en) * | 1992-03-11 | 1995-03-14 | Emc Corporation | Storage unit generation of redundancy information in a redundant storage array system |
| US5493574A (en) * | 1992-09-24 | 1996-02-20 | Zilog, Inc. | Power efficient RAM disk and a method of emulating a rotating memory disk |
| DE4309148A1 (de) * | 1993-03-22 | 1994-09-29 | Siemens Nixdorf Inf Syst | Disk-Array mit Lastverteilung |
| US5367669A (en) * | 1993-03-23 | 1994-11-22 | Eclipse Technologies, Inc. | Fault tolerant hard disk array controller |
-
1994
- 1994-10-21 CA CA002134016A patent/CA2134016A1/en not_active Abandoned
- 1994-11-21 JP JP6286911A patent/JP3072700B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1994-12-05 MY MYPI94003234A patent/MY113983A/en unknown
- 1994-12-06 EP EP94480163A patent/EP0662660A1/en not_active Withdrawn
- 1994-12-06 SG SG1996000409A patent/SG42319A1/en unknown
- 1994-12-19 KR KR1019940034897A patent/KR0162121B1/ko not_active IP Right Cessation
-
1995
- 1995-11-21 US US08/561,225 patent/US5574736A/en not_active Expired - Fee Related
Patent Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH05158621A (ja) * | 1991-12-04 | 1993-06-25 | Hitachi Ltd | ディスク装置およびディスクアレイ装置 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP3072700B2 (ja) | 2000-07-31 |
| KR950024098A (ko) | 1995-08-21 |
| CA2134016A1 (en) | 1995-07-08 |
| MY113983A (en) | 2002-07-31 |
| US5574736A (en) | 1996-11-12 |
| EP0662660A1 (en) | 1995-07-12 |
| KR0162121B1 (ko) | 1999-01-15 |
| SG42319A1 (en) | 1997-08-15 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US6061750A (en) | Failover system for a DASD storage controller reconfiguring a first processor, a bridge, a second host adaptor, and a second device adaptor upon a second processor failure | |
| EP0572564B1 (en) | Parity calculation in an efficient array of mass storage devices | |
| US5720027A (en) | Redundant disc computer having targeted data broadcast | |
| JP3129732B2 (ja) | コピーバックキャッシュを有する記憶装置アレイ | |
| US6070249A (en) | Split parity spare disk achieving method in raid subsystem | |
| JP3164499B2 (ja) | ディスクアレイにおけるパリティデータの無矛盾性保持方法 | |
| CN101047010B (zh) | 用于最大化raid系统中受保护数据量的方法和系统 | |
| US5572660A (en) | System and method for selective write-back caching within a disk array subsystem | |
| JP3151008B2 (ja) | ディスクセクタ解析方法 | |
| US5487160A (en) | Concurrent image backup for disk storage system | |
| EP0369707B1 (en) | Arrayed disk drive system and method | |
| US5758054A (en) | Non-volatile memory storage of write operation identifier in data storage device | |
| US5072378A (en) | Direct access storage device with independently stored parity | |
| JP3181398B2 (ja) | アレイ型記録装置 | |
| US5996046A (en) | Parity generation system for generating new parity using old data in temporary storage without accessing main disk storage of disk drive | |
| JP3561002B2 (ja) | ディスク装置 | |
| EP0517823A1 (en) | Data corrections applicable to redundant arrays of independent disks | |
| JP3072700B2 (ja) | 記憶装置及び方法 | |
| JP3247075B2 (ja) | パリティブロックの生成装置 | |
| US20080301403A1 (en) | System for integrity protection for standard 2n-bit multiple sized memory devices | |
| US5838892A (en) | Method and apparatus for calculating an error detecting code block in a disk drive controller | |
| JPH08249218A (ja) | ファイル制御装置及びデータ書き込み方法 | |
| CN1124376A (zh) | 改进的数据存储设备及操作方法 | |
| JPH08171463A (ja) | ディスクアレイ装置におけるデータ読み出し方法およびディスクアレイ装置 | |
| JP3009987B2 (ja) | ディスクアレイ装置 |