JPH07306759A - ディスク・アレイにデータを書き込むためのシステムおよび関連する方法 - Google Patents
ディスク・アレイにデータを書き込むためのシステムおよび関連する方法Info
- Publication number
- JPH07306759A JPH07306759A JP7023667A JP2366795A JPH07306759A JP H07306759 A JPH07306759 A JP H07306759A JP 7023667 A JP7023667 A JP 7023667A JP 2366795 A JP2366795 A JP 2366795A JP H07306759 A JPH07306759 A JP H07306759A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- block
- data
- parity
- disk
- new
- 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
- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0866—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches for peripheral storage systems, e.g. disk cache
-
- 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
- G06F2211/1009—Cache, i.e. caches used in RAID system with parity
-
- 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
- G06F2211/1033—Inactive data in parity groups, i.e. RAID parity groups where parity is calculated on only occupied or busy bits in the stripe
-
- 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
- G06F2211/1059—Parity-single bit-RAID5, i.e. RAID 5 implementations
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F2212/00—Indexing scheme relating to accessing, addressing or allocation within memory systems or architectures
- G06F2212/31—Providing disk cache in a specific location of a storage system
- G06F2212/312—In storage controller
Abstract
(57)【要約】
【目的】 ディスク・アレイにデータを書き込むための
システムを提供する。 【構成】 本システムは、ディスク・アレイに結合さ
れ、ディスク・アレイ上の位置を示すデータと、その位
置を含むパリティ・グループに関連するパリティ・ブロ
ックとを格納するためのキャッシュ・メモリを含む。パ
リティ・ブロックのそれぞれは、パリティ・データによ
って保護されている特定のパリティ・グループ内の位置
を示す識別子を含む。書込み論理機構は、パリティ・ブ
ロックから識別子を読み取り、それに基づいて、データ
位置がパリティ・データによって保護されていないかど
うかを判定する。また、書込み論理機構は、その位置が
保護されていることを示すためのデータ・ブロックの位
置を含めるために、パリティ・データと、パリティ・ブ
ロックに関連する識別子とをその位置に書き込み、更新
する。
システムを提供する。 【構成】 本システムは、ディスク・アレイに結合さ
れ、ディスク・アレイ上の位置を示すデータと、その位
置を含むパリティ・グループに関連するパリティ・ブロ
ックとを格納するためのキャッシュ・メモリを含む。パ
リティ・ブロックのそれぞれは、パリティ・データによ
って保護されている特定のパリティ・グループ内の位置
を示す識別子を含む。書込み論理機構は、パリティ・ブ
ロックから識別子を読み取り、それに基づいて、データ
位置がパリティ・データによって保護されていないかど
うかを判定する。また、書込み論理機構は、その位置が
保護されていることを示すためのデータ・ブロックの位
置を含めるために、パリティ・データと、パリティ・ブ
ロックに関連する識別子とをその位置に書き込み、更新
する。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般的にはディジタル
情報用の永続記憶システム、特にディスク・タイプの永
続記憶システムに関し、より具体的にはディスク障害か
らの回復を容易にするためにパリティ・ブロックを作成
して格納するディスク・アレイ・システムに関する。
情報用の永続記憶システム、特にディスク・タイプの永
続記憶システムに関し、より具体的にはディスク障害か
らの回復を容易にするためにパリティ・ブロックを作成
して格納するディスク・アレイ・システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】スループットの高いディジタル情報の大
量記憶を行うために、単一大型高価格ディスク（ＳＬＥ
Ｄ）に代わる低コスト装置として、低価格ディスクの冗
長アレイ（ＲＡＩＤ）が提案されている。ＲＡＩＤの理
論は、１個ずつでは高価格ディスクより障害発生率が高
くなると思われる比較的低価格のディスクを使用し、デ
ィスク障害からの回復を容易にするためにパリティ・ブ
ロックを作成して格納することで冗長性を高め、それに
よりこの障害率の上昇を補うことにある。
量記憶を行うために、単一大型高価格ディスク（ＳＬＥ
Ｄ）に代わる低コスト装置として、低価格ディスクの冗
長アレイ（ＲＡＩＤ）が提案されている。ＲＡＩＤの理
論は、１個ずつでは高価格ディスクより障害発生率が高
くなると思われる比較的低価格のディスクを使用し、デ
ィスク障害からの回復を容易にするためにパリティ・ブ
ロックを作成して格納することで冗長性を高め、それに
よりこの障害率の上昇を補うことにある。
【０００３】図１は、その上にＲＡＩＤ構成を実現でき
るディスク・アレイ・サブシステム・アーキテクチャを
示している。ここでは、ホスト・システム１０に接続さ
れ、キャッシュ３１を有するディスク制御装置３０が、
ＲＡＩＤ４０〜４３を管理している。合計Ｎ＋１個のデ
ィスクを使用するＲＡＩＤ構成の場合、Ｎ個のデータ・
ブロックごとに１つのパリティ・ブロックが作成され、
このＮ＋１個のブロック（Ｎ個のデータ・ブロックに１
つのパリティ・ブロックを加えたもの）のそれぞれが別
々のディスクに格納される。ある実施態様では、Ｎ個の
データ・ブロックについてビット単位で「排他的論理
和」（ＸＯＲ）を計算することで、Ｎ個のデータ・ブロ
ックからパリティ・ブロックが計算される。このパリテ
ィ・ブロックと、パリティ・ブロックの計算に使用した
Ｎ個のデータ・ブロックとを合わせて、パリティ・グル
ープと呼ぶ。パリティ・グループ内のブロックであれ
ば、どのブロックでも、そのパリティ・グループの残り
のブロックから計算することができる。
るディスク・アレイ・サブシステム・アーキテクチャを
示している。ここでは、ホスト・システム１０に接続さ
れ、キャッシュ３１を有するディスク制御装置３０が、
ＲＡＩＤ４０〜４３を管理している。合計Ｎ＋１個のデ
ィスクを使用するＲＡＩＤ構成の場合、Ｎ個のデータ・
ブロックごとに１つのパリティ・ブロックが作成され、
このＮ＋１個のブロック（Ｎ個のデータ・ブロックに１
つのパリティ・ブロックを加えたもの）のそれぞれが別
々のディスクに格納される。ある実施態様では、Ｎ個の
データ・ブロックについてビット単位で「排他的論理
和」（ＸＯＲ）を計算することで、Ｎ個のデータ・ブロ
ックからパリティ・ブロックが計算される。このパリテ
ィ・ブロックと、パリティ・ブロックの計算に使用した
Ｎ個のデータ・ブロックとを合わせて、パリティ・グル
ープと呼ぶ。パリティ・グループ内のブロックであれ
ば、どのブロックでも、そのパリティ・グループの残り
のブロックから計算することができる。
【０００４】言及することにより本明細書の一部とな
る"A Case for Redundant Arrays ofInexpensive Disks
(RAID)"（Proc. of ACM SIGMOD International Confer
enceon Management of Data, pp. 109-116, 1988）にお
いて、D. A. Patterson、G.Gibson、およびR. H. Katz
は、ＲＡＩＤレベル１〜５として分類した５通りのディ
スク・アレイについて説明している。このうち、特に興
味深いのは、ＲＡＩＤレベル５という構成のディスク・
アレイである。このようなタイプのＲＡＩＤでは、パリ
ティ・ブロックが全ディスクに均等に分散しているた
め、ボトルネック問題が発生しない。
る"A Case for Redundant Arrays ofInexpensive Disks
(RAID)"（Proc. of ACM SIGMOD International Confer
enceon Management of Data, pp. 109-116, 1988）にお
いて、D. A. Patterson、G.Gibson、およびR. H. Katz
は、ＲＡＩＤレベル１〜５として分類した５通りのディ
スク・アレイについて説明している。このうち、特に興
味深いのは、ＲＡＩＤレベル５という構成のディスク・
アレイである。このようなタイプのＲＡＩＤでは、パリ
ティ・ブロックが全ディスクに均等に分散しているた
め、ボトルネック問題が発生しない。
【０００５】ＲＡＩＤ環境の欠点の１つは、ＳＬＥＤ上
でのディスク・アクセス操作が２回であるのに対し、Ｒ
ＡＩＤ上でのデータ書込みでは４回のディスク・アクセ
ス操作が必要になるため、ディスク書込み操作の費用が
ＳＬＥＤ上よりかなり高くなることである。ＲＡＩＤ構
成のディスク制御装置は、データ・ブロック書込み要求
を受け取ると、データ・ブロックの更新（すなわち、読
取りと書込み）だけでなく、整合性を維持するために対
応するパリティ・ブロックの更新（すなわち、読取りと
書込み）も行わなければならない。たとえば、図３のデ
ータ・ブロックＤ１に書き込む場合、Ｐ０という新しい
値が次のように計算される。 新Ｐ０＝（旧Ｄ１ ＸＯＲ 新Ｄ１ ＸＯＲ 旧Ｐ０） このため、（１）旧データ・ブロックＤ１の読取り、
（２）旧パリティ・ブロックＰ０の読取り、（３）新デ
ータ・ブロックＤ１の書込み、（４）新パリティ・ブロ
ックＰ０の書込みという４回のディスク・アクセス操作
が必要になる。この場合、読取りを完了しないと、書込
みを開始することができない。
でのディスク・アクセス操作が２回であるのに対し、Ｒ
ＡＩＤ上でのデータ書込みでは４回のディスク・アクセ
ス操作が必要になるため、ディスク書込み操作の費用が
ＳＬＥＤ上よりかなり高くなることである。ＲＡＩＤ構
成のディスク制御装置は、データ・ブロック書込み要求
を受け取ると、データ・ブロックの更新（すなわち、読
取りと書込み）だけでなく、整合性を維持するために対
応するパリティ・ブロックの更新（すなわち、読取りと
書込み）も行わなければならない。たとえば、図３のデ
ータ・ブロックＤ１に書き込む場合、Ｐ０という新しい
値が次のように計算される。 新Ｐ０＝（旧Ｄ１ ＸＯＲ 新Ｄ１ ＸＯＲ 旧Ｐ０） このため、（１）旧データ・ブロックＤ１の読取り、
（２）旧パリティ・ブロックＰ０の読取り、（３）新デ
ータ・ブロックＤ１の書込み、（４）新パリティ・ブロ
ックＰ０の書込みという４回のディスク・アクセス操作
が必要になる。この場合、読取りを完了しないと、書込
みを開始することができない。
【０００６】"Performance of Disk Arrays in Transac
tion Processing Environments"（Proc. of Internatio
nal Conference on Distributed Computing Systems, p
p. 302-309, 1992）において、J. MenonおよびD. Matts
onは、ディスク制御装置で記憶ブロックのキャッシュお
よびバッファを行えば、ＲＡＩＤディスク・アレイ・サ
ブシステムのパフォーマンスを改善できると教示してい
る。ディスク・キャッシュがある場合、置換対象のブロ
ックがそのキャッシュ内にあれば、そのブロックのディ
スク・アレイからの先行読取りを回避することができ
る。また、各パリティ・グループのパリティ・ブロック
もキャッシュに格納されている場合は、パリティ・ブロ
ックがキャッシュ内にあれば、ディスク・アレイからの
両方の読取りを回避することもできる。
tion Processing Environments"（Proc. of Internatio
nal Conference on Distributed Computing Systems, p
p. 302-309, 1992）において、J. MenonおよびD. Matts
onは、ディスク制御装置で記憶ブロックのキャッシュお
よびバッファを行えば、ＲＡＩＤディスク・アレイ・サ
ブシステムのパフォーマンスを改善できると教示してい
る。ディスク・キャッシュがある場合、置換対象のブロ
ックがそのキャッシュ内にあれば、そのブロックのディ
スク・アレイからの先行読取りを回避することができ
る。また、各パリティ・グループのパリティ・ブロック
もキャッシュに格納されている場合は、パリティ・ブロ
ックがキャッシュ内にあれば、ディスク・アレイからの
両方の読取りを回避することもできる。
【０００７】１９９３年２月１６日に出願され、本出願
人に譲渡された関連米国特許出願第０７／０１７９２０
号（ＩＢＭ整理番号ＹＯ９９３−０１３）には、更新時
のディスク・アクセスの回数を削減するために書込みア
クティビティが高いパリティ・グループからのパリティ
・ブロックがキャッシュ・バッファに格納されているシ
ステムが記載されている。
人に譲渡された関連米国特許出願第０７／０１７９２０
号（ＩＢＭ整理番号ＹＯ９９３−０１３）には、更新時
のディスク・アクセスの回数を削減するために書込みア
クティビティが高いパリティ・グループからのパリティ
・ブロックがキャッシュ・バッファに格納されているシ
ステムが記載されている。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】従来の方式の欠点は、
所与の時点で所与のパリティ・グループ内の様々なデー
タ・ブロックに有用なデータが入っていない可能性があ
ることである。たとえば、未使用と思われるデータ・ブ
ロックもあれば、前に使用されたものの、オペレーティ
ング・システムによって解放されてしまったと思われる
データ・ブロックが存在する可能性もある。このため、
各データ・ブロック・グループにパリティ・ブロックが
１つずつ割り当てられるのに対し、各パリティ・ブロッ
ク・ビットは、データ・ブロックが使用中かどうかにか
かわらず、対応するすべてのデータ・ブロック・ビット
に依存することになる。
所与の時点で所与のパリティ・グループ内の様々なデー
タ・ブロックに有用なデータが入っていない可能性があ
ることである。たとえば、未使用と思われるデータ・ブ
ロックもあれば、前に使用されたものの、オペレーティ
ング・システムによって解放されてしまったと思われる
データ・ブロックが存在する可能性もある。このため、
各データ・ブロック・グループにパリティ・ブロックが
１つずつ割り当てられるのに対し、各パリティ・ブロッ
ク・ビットは、データ・ブロックが使用中かどうかにか
かわらず、対応するすべてのデータ・ブロック・ビット
に依存することになる。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明は前述の諸欠点を
解消するものである。本発明は、パリティ・ブロックが
そのパリティ・グループ内のすべてのデータ・ブロック
またはこのデータ・ブロックの任意のサブセットに関す
るパリティ情報を提供できることを特徴とする、ディス
ク・アレイにデータを書き込むためのシステムである。
これにより、現在使用中のデータ・ブロックに関するパ
リティ情報だけを格納できるようになる。本システム
は、それぞれの位置からなるパリティ・グループに関連
するパリティ・ブロックを格納するためにディスク・ア
レイに結合されたキャッシュ・メモリを含んでいる。本
発明によると、それぞれのパリティ・ブロックは、パリ
ティ・データによって保護された、特定のパリティ・グ
ループ内のデータ・ブロックを示す識別子を含む。キャ
ッシュ・メモリとディスク・アレイに結合された書込み
論理機構は、その識別子を読み取り、宛先ブロックがパ
リティ・データによって保護されていないかどうかを判
定するための手段を含む。また、この書込み論理機構
は、無保護位置に書き込むための書込み手段と、その位
置が保護されていることを示すためにその位置を含むパ
リティ・ブロックに関連する識別子とパリティ・データ
とを更新するための更新手段も含んでいる。
解消するものである。本発明は、パリティ・ブロックが
そのパリティ・グループ内のすべてのデータ・ブロック
またはこのデータ・ブロックの任意のサブセットに関す
るパリティ情報を提供できることを特徴とする、ディス
ク・アレイにデータを書き込むためのシステムである。
これにより、現在使用中のデータ・ブロックに関するパ
リティ情報だけを格納できるようになる。本システム
は、それぞれの位置からなるパリティ・グループに関連
するパリティ・ブロックを格納するためにディスク・ア
レイに結合されたキャッシュ・メモリを含んでいる。本
発明によると、それぞれのパリティ・ブロックは、パリ
ティ・データによって保護された、特定のパリティ・グ
ループ内のデータ・ブロックを示す識別子を含む。キャ
ッシュ・メモリとディスク・アレイに結合された書込み
論理機構は、その識別子を読み取り、宛先ブロックがパ
リティ・データによって保護されていないかどうかを判
定するための手段を含む。また、この書込み論理機構
は、無保護位置に書き込むための書込み手段と、その位
置が保護されていることを示すためにその位置を含むパ
リティ・ブロックに関連する識別子とパリティ・データ
とを更新するための更新手段も含んでいる。
【００１０】
【実施例】本発明は、図２に示すディスク・アレイ・サ
ブシステム上で実施できるが、このディスク・アレイ・
サブシステムは、キャッシュ・メモリ３１を有するディ
スク制御装置３０と、ディスク・アレイ４０、４１、４
２、および４３とを含んでいる。キャッシュ・メモリ３
１は、データ・ブロックをバッファするためのデータ区
画３１ａと、パリティ・ブロックをバッファするための
パリティ区画３１ｂという２つの区画に分割されてい
る。データ区画３１ａとパリティ区画３１ｂは、それぞ
れ個別にキャッシュ制御装置からアクセスできる。本発
明の実施例によれば、データ・ブロック書込みは可変書
込み保護論理機構３２の制御下で実行されるが、この論
理機構３２はキャッシュ３１の両方の区画３１ａおよび
３１ｂに接続されている。後述する好ましい実施例のデ
ィスク・アレイ４０〜４３におけるデータ・マッピング
はＲＡＩＤレベル５（ＲＡＩＤ Ｖ）のマッピングであ
る。
ブシステム上で実施できるが、このディスク・アレイ・
サブシステムは、キャッシュ・メモリ３１を有するディ
スク制御装置３０と、ディスク・アレイ４０、４１、４
２、および４３とを含んでいる。キャッシュ・メモリ３
１は、データ・ブロックをバッファするためのデータ区
画３１ａと、パリティ・ブロックをバッファするための
パリティ区画３１ｂという２つの区画に分割されてい
る。データ区画３１ａとパリティ区画３１ｂは、それぞ
れ個別にキャッシュ制御装置からアクセスできる。本発
明の実施例によれば、データ・ブロック書込みは可変書
込み保護論理機構３２の制御下で実行されるが、この論
理機構３２はキャッシュ３１の両方の区画３１ａおよび
３１ｂに接続されている。後述する好ましい実施例のデ
ィスク・アレイ４０〜４３におけるデータ・マッピング
はＲＡＩＤレベル５（ＲＡＩＤ Ｖ）のマッピングであ
る。
【００１１】図４は、ディスク制御装置３０がそのキャ
ッシュ３１ａおよび３１ｂのために使用するデータ構造
を表している。ブロック２０２に任意のストライプの識
別子が与えられると、ＲＡＩＤ Ｖは、どのディスクが
パリティと残りのディスク上のデータ・ブロックの番号
を有するかを判定する。次に、ディスク制御装置が実際
のディスク・アドレスを操作する。キャッシュ・ディレ
クトリ２０４および２０６はハッシュ・テーブルとして
実現され、一方がパリティ・キャッシュ用、もう一方が
データ・キャッシュ用になる。ディスク・ブロック・ア
ドレスが与えられると、そのアドレスを有するデータが
キャッシュ内にあるかどうかを判定し、そのデータがキ
ャッシュ内にある場合はその位置を判定するために、ハ
ッシュ・テーブルに対して問合せが行われる。パリティ
・キャッシュ内の１つのブロック用のハッシュ・テーブ
ル項目は、ＬＲＵスタック２０８を指し示す。ＬＲＵス
タック項目とキャッシュ・ブロックとの間には一対一の
対応関係があるため、ＬＲＵスタック項目のアドレスに
よって、実際のデータの位置が決まる。したがって、デ
ータのアドレスを計算するには、（キャッシュ・スペー
スの基底アドレス）＋（ブロック・サイズ）＊（ＬＲＵ
スタック項目のアドレス−ＬＲＵスタックの基底アドレ
ス）／（ＬＲＵスタック項目の長さ）という式を使用す
る。また、ＬＲＵスタック２１０の各項目にはデータ・
ブロック・アドレス・フィールドが１つずつ付いてい
る。
ッシュ３１ａおよび３１ｂのために使用するデータ構造
を表している。ブロック２０２に任意のストライプの識
別子が与えられると、ＲＡＩＤ Ｖは、どのディスクが
パリティと残りのディスク上のデータ・ブロックの番号
を有するかを判定する。次に、ディスク制御装置が実際
のディスク・アドレスを操作する。キャッシュ・ディレ
クトリ２０４および２０６はハッシュ・テーブルとして
実現され、一方がパリティ・キャッシュ用、もう一方が
データ・キャッシュ用になる。ディスク・ブロック・ア
ドレスが与えられると、そのアドレスを有するデータが
キャッシュ内にあるかどうかを判定し、そのデータがキ
ャッシュ内にある場合はその位置を判定するために、ハ
ッシュ・テーブルに対して問合せが行われる。パリティ
・キャッシュ内の１つのブロック用のハッシュ・テーブ
ル項目は、ＬＲＵスタック２０８を指し示す。ＬＲＵス
タック項目とキャッシュ・ブロックとの間には一対一の
対応関係があるため、ＬＲＵスタック項目のアドレスに
よって、実際のデータの位置が決まる。したがって、デ
ータのアドレスを計算するには、（キャッシュ・スペー
スの基底アドレス）＋（ブロック・サイズ）＊（ＬＲＵ
スタック項目のアドレス−ＬＲＵスタックの基底アドレ
ス）／（ＬＲＵスタック項目の長さ）という式を使用す
る。また、ＬＲＵスタック２１０の各項目にはデータ・
ブロック・アドレス・フィールドが１つずつ付いてい
る。
【００１２】動作時には各キャッシュが次のように使用
される。（１）パリティ／データ・ブロックにアクセス
するたびに、そのブロックが現行位置からＬＲＵスタッ
ク内の最近使用（ＭＲＵ）位置に移動する。（２）パリ
ティ／データ・ブロックの読込みのためにスペースが必
要になると、ＬＲＵブロック用のキャッシュ・スペース
が解放され、そのブロックがこの位置に読み込まれてＭ
ＲＵ位置に置かれ、それに応じてキャッシュ・ディレク
トリが更新される。
される。（１）パリティ／データ・ブロックにアクセス
するたびに、そのブロックが現行位置からＬＲＵスタッ
ク内の最近使用（ＭＲＵ）位置に移動する。（２）パリ
ティ／データ・ブロックの読込みのためにスペースが必
要になると、ＬＲＵブロック用のキャッシュ・スペース
が解放され、そのブロックがこの位置に読み込まれてＭ
ＲＵ位置に置かれ、それに応じてキャッシュ・ディレク
トリが更新される。
【００１３】好ましい実施例では、ＬＲＵスタックが固
定サイズ項目の二重連係リストまたは連鎖として実現さ
れている。各項目は、その項目がＬＲＵスタックになる
原因であるオブジェクトに関する情報を持っている可能
性がある。この場合、アドレス計算技法を使用するので
あれば、キャッシュ・ブロックを指し示すポインタは不
要である。また、各項目は、次のＭＲＵ項目（または、
ＮＩＬがＭＲＵ項目であればＮＩＬ）を指し示すポイン
タと、次のＬＲＵ項目（または、ＮＩＬがＬＲＵ項目で
あればＮＩＬ）を指し示すポインタという２つのポイン
タに関する情報も持っている可能性がある。数個の命令
でスタックの中央から項目をどこかに移動させ、さらに
スタックの一番上に置くことができるので、ＬＲＵスタ
ックはソフトウェアで実現することができる。
定サイズ項目の二重連係リストまたは連鎖として実現さ
れている。各項目は、その項目がＬＲＵスタックになる
原因であるオブジェクトに関する情報を持っている可能
性がある。この場合、アドレス計算技法を使用するので
あれば、キャッシュ・ブロックを指し示すポインタは不
要である。また、各項目は、次のＭＲＵ項目（または、
ＮＩＬがＭＲＵ項目であればＮＩＬ）を指し示すポイン
タと、次のＬＲＵ項目（または、ＮＩＬがＬＲＵ項目で
あればＮＩＬ）を指し示すポインタという２つのポイン
タに関する情報も持っている可能性がある。数個の命令
でスタックの中央から項目をどこかに移動させ、さらに
スタックの一番上に置くことができるので、ＬＲＵスタ
ックはソフトウェアで実現することができる。
【００１４】図３は、ＲＡＩＤレベル５のデータ・マッ
ピングを示している。合計Ｎ＋１個のディスクを使用す
るＲＡＩＤレベル５システムでは、各パリティ・グルー
プがＮ個のデータ・ブロックと、１つのパリティ・ブロ
ックを含んでいる。従来の手法では、図３に示すように
データ・ブロックが複数のパリティ・グループに分割さ
れる。たとえば、図３では、データ・ブロックＤ０、Ｄ
１、Ｄ２、およびＤ３と、パリティ・ブロックＰ０と
で、１つのパリティ・グループが形成されている。ま
た、図３のパリティ・ブロックには１００、１０１、１
０２、１０３、および１０４というラベルが付いてい
る。このため、パリティ・ブロックＰ０（ラベルは１０
０）は、データ・ブロックＤ０（ラベルは１１０）、Ｄ
１（ラベルは１１１）、Ｄ２（ラベルは１１２）、およ
びＤ３（ラベルは１１３）のＸＯＲになっている。本発
明によれば、ホスト・システム１０からディスク制御装
置３０に対してデータ・ブロック更新要求が行われるた
びに、それに対応するパリティ・ブロックがすでに制御
装置のキャッシュ３１内にあれば、１回のデータ更新に
ついて、１）旧データの読取り、２）新データの書込
み、３）新パリティ・ブロックの書込みという３回の物
理的なディスク・アクセス操作が必要になる。
ピングを示している。合計Ｎ＋１個のディスクを使用す
るＲＡＩＤレベル５システムでは、各パリティ・グルー
プがＮ個のデータ・ブロックと、１つのパリティ・ブロ
ックを含んでいる。従来の手法では、図３に示すように
データ・ブロックが複数のパリティ・グループに分割さ
れる。たとえば、図３では、データ・ブロックＤ０、Ｄ
１、Ｄ２、およびＤ３と、パリティ・ブロックＰ０と
で、１つのパリティ・グループが形成されている。ま
た、図３のパリティ・ブロックには１００、１０１、１
０２、１０３、および１０４というラベルが付いてい
る。このため、パリティ・ブロックＰ０（ラベルは１０
０）は、データ・ブロックＤ０（ラベルは１１０）、Ｄ
１（ラベルは１１１）、Ｄ２（ラベルは１１２）、およ
びＤ３（ラベルは１１３）のＸＯＲになっている。本発
明によれば、ホスト・システム１０からディスク制御装
置３０に対してデータ・ブロック更新要求が行われるた
びに、それに対応するパリティ・ブロックがすでに制御
装置のキャッシュ３１内にあれば、１回のデータ更新に
ついて、１）旧データの読取り、２）新データの書込
み、３）新パリティ・ブロックの書込みという３回の物
理的なディスク・アクセス操作が必要になる。
【００１５】本発明の実施例によれば、それぞれのパリ
ティ・ブロックは、パリティ・グループ内のどのデータ
・ブロックが保護されているかを示す識別子すなわち
「接頭部」を含んでいる。ホスト・システム１０がディ
スク制御装置３０に書込みコマンドを送ると、可変書込
み保護論理機構３２がキャッシュ・メモリ３１内の関連
パリティ・ブロックからその接頭部を読み取る。書込み
対象のパリティ・グループ（すなわち「ストライプ」）
に関連するパリティ・ブロック接頭部が、そのパリティ
によって特定のデータ・ブロックが保護されていないこ
とを示している場合には、旧パリティと新データ・ブロ
ックとのＸＯＲが取られ、そのデータ・ブロックが保護
されていることを示すために接頭部が更新され、新デー
タがディスク上のデータ・ブロックに書き込まれ、新パ
リティ・ブロックがディスクに書き込まれる。このた
め、ディスクから旧データを読み取るステップが完全に
回避される。
ティ・ブロックは、パリティ・グループ内のどのデータ
・ブロックが保護されているかを示す識別子すなわち
「接頭部」を含んでいる。ホスト・システム１０がディ
スク制御装置３０に書込みコマンドを送ると、可変書込
み保護論理機構３２がキャッシュ・メモリ３１内の関連
パリティ・ブロックからその接頭部を読み取る。書込み
対象のパリティ・グループ（すなわち「ストライプ」）
に関連するパリティ・ブロック接頭部が、そのパリティ
によって特定のデータ・ブロックが保護されていないこ
とを示している場合には、旧パリティと新データ・ブロ
ックとのＸＯＲが取られ、そのデータ・ブロックが保護
されていることを示すために接頭部が更新され、新デー
タがディスク上のデータ・ブロックに書き込まれ、新パ
リティ・ブロックがディスクに書き込まれる。このた
め、ディスクから旧データを読み取るステップが完全に
回避される。
【００１６】本発明による可変保護単一ブロック書込み
論理機構３２の流れ図を図５に示す。この可変保護書込
み論理機構３２は、ディスク制御装置のマイクロプロセ
ッサ上で実行されるマイクロコード制御プログラムとし
て実施できる。
論理機構３２の流れ図を図５に示す。この可変保護書込
み論理機構３２は、ディスク制御装置のマイクロプロセ
ッサ上で実行されるマイクロコード制御プログラムとし
て実施できる。
【００１７】この論理機構は、ディスク制御装置がホス
ト・システム１０から書込みコマンドを受け取ったとき
に始動する。書込みコマンドは、データ・ブロックと、
書込みアドレスとを含んでいる。また、書込みコマンド
には、そのストライプ全体が空き（すなわち、未使用）
スペースで構成されているかどうかを示すためにホスト
・ファイル・システムが設定したフラグも含まれてい
る。
ト・システム１０から書込みコマンドを受け取ったとき
に始動する。書込みコマンドは、データ・ブロックと、
書込みアドレスとを含んでいる。また、書込みコマンド
には、そのストライプ全体が空き（すなわち、未使用）
スペースで構成されているかどうかを示すためにホスト
・ファイル・システムが設定したフラグも含まれてい
る。
【００１８】ステップ３０２では、ディスク制御装置が
空きストライプ・フラグを検査し、データ・ブロックが
属しているストライプ全体が空きになっているかどうか
を判定する。そのストライプ全体が空きになっている場
合は、ステップ３０４でディスク制御装置がストライプ
のパリティ・ブロックＰをデータ・ブロックＤと等しく
なるように設定する（Ｐ＝Ｄ）。また、空きブロック・
ビット・ベクトルではデータ・ブロックＤに保護のマー
クが付けられる。この操作では、キャッシュまたはディ
スクからの読取りが一切不要であることに留意された
い。ステップ３０６では、ディスク制御装置がＰとＤを
ディスクに書き込む。
空きストライプ・フラグを検査し、データ・ブロックが
属しているストライプ全体が空きになっているかどうか
を判定する。そのストライプ全体が空きになっている場
合は、ステップ３０４でディスク制御装置がストライプ
のパリティ・ブロックＰをデータ・ブロックＤと等しく
なるように設定する（Ｐ＝Ｄ）。また、空きブロック・
ビット・ベクトルではデータ・ブロックＤに保護のマー
クが付けられる。この操作では、キャッシュまたはディ
スクからの読取りが一切不要であることに留意された
い。ステップ３０６では、ディスク制御装置がＰとＤを
ディスクに書き込む。
【００１９】ステップ３０２で、そのストライプ全体が
空きになっていないとディスク制御装置が判定した場合
は、ステップ３０８で、パリティ・ブロックＰがキャッ
シュ３１内にあるかどうかをディスク制御装置がハッシ
ュ・テーブル３０４を使用して判定する。ＮＯの場合
は、ステップ３１０で、置換されるデータ・ブロック
（Ｄold）がキャッシュ３１内にあるかどうかを制御装
置が判定する。ＹＥＳの場合は、ステップ３１２で、制
御装置がディスクからＰを読み取る。ＮＯの場合は、ス
テップ３１４で、制御装置がディスクからＰとＤoldの
両方を読み取る。
空きになっていないとディスク制御装置が判定した場合
は、ステップ３０８で、パリティ・ブロックＰがキャッ
シュ３１内にあるかどうかをディスク制御装置がハッシ
ュ・テーブル３０４を使用して判定する。ＮＯの場合
は、ステップ３１０で、置換されるデータ・ブロック
（Ｄold）がキャッシュ３１内にあるかどうかを制御装
置が判定する。ＹＥＳの場合は、ステップ３１２で、制
御装置がディスクからＰを読み取る。ＮＯの場合は、ス
テップ３１４で、制御装置がディスクからＰとＤoldの
両方を読み取る。
【００２０】次に、ステップ３１６で、制御装置がパリ
ティ・ブロック接頭部を検査し、Ｄoldが保護されてい
るかどうかを判定する。ＹＥＳの場合は、ステップ３１
８で、制御装置がパリティＰの新しい値をＰ＝Ｐ ＸＯ
Ｒ Ｄold ＸＯＲ Ｄとして求める。次に、ステップ
３０６で、ＰとＤがディスクに書き込まれる。Ｄoldが
保護されていない場合は、ステップ３２０で、Ｐの新し
い値がＰ＝Ｐ ＸＯＲＤとして求められ、ブロック接頭
部でＤに保護のマークが付けられる。次に、ステップ３
０６で、ＰとＤがディスクに書き込まれる。
ティ・ブロック接頭部を検査し、Ｄoldが保護されてい
るかどうかを判定する。ＹＥＳの場合は、ステップ３１
８で、制御装置がパリティＰの新しい値をＰ＝Ｐ ＸＯ
Ｒ Ｄold ＸＯＲ Ｄとして求める。次に、ステップ
３０６で、ＰとＤがディスクに書き込まれる。Ｄoldが
保護されていない場合は、ステップ３２０で、Ｐの新し
い値がＰ＝Ｐ ＸＯＲＤとして求められ、ブロック接頭
部でＤに保護のマークが付けられる。次に、ステップ３
０６で、ＰとＤがディスクに書き込まれる。
【００２１】ステップ３０８で、Ｐがキャッシュ内にあ
ると判定された場合は、ステップ３２４で、制御装置が
パリティ・ブロック接頭部を検査し、Ｄoldが保護され
ているかどうかを判定する。ＹＥＳの場合は、ステップ
３２６で、Ｄoldがキャッシュ内にあるかどうかをディ
スク制御装置が判定する。ＹＥＳの場合は、ステップ３
１８と３０６が実行される。ＮＯの場合は、ステップ３
２８でＤoldがディスクから読み取られ、次にステップ
３１８と３０６が実行される。
ると判定された場合は、ステップ３２４で、制御装置が
パリティ・ブロック接頭部を検査し、Ｄoldが保護され
ているかどうかを判定する。ＹＥＳの場合は、ステップ
３２６で、Ｄoldがキャッシュ内にあるかどうかをディ
スク制御装置が判定する。ＹＥＳの場合は、ステップ３
１８と３０６が実行される。ＮＯの場合は、ステップ３
２８でＤoldがディスクから読み取られ、次にステップ
３１８と３０６が実行される。
【００２２】ステップ３２４で、Ｄoldが保護されてい
ないと判定された場合は、ステップ３２０で、制御装置
が新しいパリティ値をＰ＝Ｐ ＸＯＲ Ｄとして求め、
Ｄに保護のマークを付ける。次に、ステップ３０６が実
行される。ステップ３２０では、すべての値がキャッシ
ュから取られるため、ディスクからの読取りが一切不要
であることに留意されたい。
ないと判定された場合は、ステップ３２０で、制御装置
が新しいパリティ値をＰ＝Ｐ ＸＯＲ Ｄとして求め、
Ｄに保護のマークを付ける。次に、ステップ３０６が実
行される。ステップ３２０では、すべての値がキャッシ
ュから取られるため、ディスクからの読取りが一切不要
であることに留意されたい。
【００２３】好ましい実施例では、ファイル・システム
と呼ばれるホスト・オペレーティング・システムの構成
要素の１つがディスク空間を管理する。このファイル・
システムは、ファイルおよびディレクトリという論理エ
ンティティをディスク上の物理空間にマッピングする操
作と、空き（未使用）ディスク空間の管理を担当する。
たとえば、新しいファイルの作成または既存のファイル
の拡張が必要な場合には、空きスペースが空きではなく
なる（すなわち、使用中になる）ように、ファイル・シ
ステムが既存の空きスペースをこの目的に割り振ること
ができる。これに対して、ファイルを削除するか、ファ
イルを格納するのに必要なスペースが減少した場合に
は、前に使用中だったスペースを空きにすることができ
る。空きスペースへのディスク書込みのパフォーマンス
を最適化し、ディスク障害後の回復速度を向上させるた
めには、空きディスク・ブロックが無保護であることが
望ましい。このため、ディスク制御装置に対して「空き
ブロック・コマンド」が提供される。この論理機構につ
いては図６に示す。このコマンドは、前に使用中だった
スペースが所与のストライプＳで空きになった場合にフ
ァイル・システムが出すか、または所与の間隔または累
積された保護空きスペースの限界量などによって判定さ
れた時点で定期的にバッチ処理（１回のバッチ処理は、
無保護にする必要がある保護空きスペースが入っている
ストライプごとに１つずつのコマンドで構成される）で
実行することができる。
と呼ばれるホスト・オペレーティング・システムの構成
要素の１つがディスク空間を管理する。このファイル・
システムは、ファイルおよびディレクトリという論理エ
ンティティをディスク上の物理空間にマッピングする操
作と、空き（未使用）ディスク空間の管理を担当する。
たとえば、新しいファイルの作成または既存のファイル
の拡張が必要な場合には、空きスペースが空きではなく
なる（すなわち、使用中になる）ように、ファイル・シ
ステムが既存の空きスペースをこの目的に割り振ること
ができる。これに対して、ファイルを削除するか、ファ
イルを格納するのに必要なスペースが減少した場合に
は、前に使用中だったスペースを空きにすることができ
る。空きスペースへのディスク書込みのパフォーマンス
を最適化し、ディスク障害後の回復速度を向上させるた
めには、空きディスク・ブロックが無保護であることが
望ましい。このため、ディスク制御装置に対して「空き
ブロック・コマンド」が提供される。この論理機構につ
いては図６に示す。このコマンドは、前に使用中だった
スペースが所与のストライプＳで空きになった場合にフ
ァイル・システムが出すか、または所与の間隔または累
積された保護空きスペースの限界量などによって判定さ
れた時点で定期的にバッチ処理（１回のバッチ処理は、
無保護にする必要がある保護空きスペースが入っている
ストライプごとに１つずつのコマンドで構成される）で
実行することができる。
【００２４】図６の「空きブロック・コマンド」は次の
ように動作する。まず、ステップ４０２で、Ｐがキャッ
シュ内にあるかどうかをキャッシュ保守プログラムが判
定する。ＮＯの場合は、ステップ４０４で、Ｐがディス
クからキャッシュに読み込まれる。次に、ステップ４０
６で、解放するブロック数（ｋ）がストライプ内のブロ
ック数（Ｎ）（Ｐはカウントしない）と等しいかどうか
を上記のプログラムが判定する。ストライプ全体（Ｐは
除く）を解放する場合は、ステップ４０８で、すべての
データ・ブロックに無保護のマークが付けられる。ステ
ップ４１０では、キャッシュ内に格納されている、解放
対象の各ブロックＢjに空きキャッシュ・スペースのマ
ークが付けられる。次に、ステップ４１２で、新しいパ
リティ・ブロックがディスクに書き込まれる。
ように動作する。まず、ステップ４０２で、Ｐがキャッ
シュ内にあるかどうかをキャッシュ保守プログラムが判
定する。ＮＯの場合は、ステップ４０４で、Ｐがディス
クからキャッシュに読み込まれる。次に、ステップ４０
６で、解放するブロック数（ｋ）がストライプ内のブロ
ック数（Ｎ）（Ｐはカウントしない）と等しいかどうか
を上記のプログラムが判定する。ストライプ全体（Ｐは
除く）を解放する場合は、ステップ４０８で、すべての
データ・ブロックに無保護のマークが付けられる。ステ
ップ４１０では、キャッシュ内に格納されている、解放
対象の各ブロックＢjに空きキャッシュ・スペースのマ
ークが付けられる。次に、ステップ４１２で、新しいパ
リティ・ブロックがディスクに書き込まれる。
【００２５】データ・ブロックのストライプの一部を解
放する場合は、ステップ４１４で、キャッシュ内に格納
されていない、使用中のデータ・ブロック数（ｄ）が求
められる。ｄは、使用中の全データ・ブロックのＸＯＲ
を取ることでパリティを計算する際にディスクから読み
取る必要があるデータ・ブロックの数である。次に、ス
テップ４１６で、キャッシュ内にない、解放対象の保護
データ・ブロック数ｂが求められる。ｂは、無保護にす
る保護ブロック数を引くことでパリティを再計算する際
にディスクから読み取る必要があるブロックの数であ
る。
放する場合は、ステップ４１４で、キャッシュ内に格納
されていない、使用中のデータ・ブロック数（ｄ）が求
められる。ｄは、使用中の全データ・ブロックのＸＯＲ
を取ることでパリティを計算する際にディスクから読み
取る必要があるデータ・ブロックの数である。次に、ス
テップ４１６で、キャッシュ内にない、解放対象の保護
データ・ブロック数ｂが求められる。ｂは、無保護にす
る保護ブロック数を引くことでパリティを再計算する際
にディスクから読み取る必要があるブロックの数であ
る。
【００２６】次に、ステップ４１５で、ｄがｂ以下であ
るかどうかが判定される。このステップの目的は、２通
りの選択肢について行う入出力操作を最小回数にするこ
とである。ｄがｂ以下である場合は、ステップ４１８
で、キャッシュ内にない、使用中のデータ・ブロックが
すべてディスクから読み取られ、ステップ４２０で、す
べてのデータ・ブロックＤ１〜Ｄｎ相互間のＸＯＲを取
ることでパリティが再計算される。これに対して、ｄが
ｂより大きい場合は、ステップ４２２で、キャッシュ内
にない、すべての保護データ・ブロックがディスクから
読み取られ、ステップ４２４で、解放対象の各データ・
ブロックＢjとパリティ・ブロックＰとのＸＯＲが取ら
れる。この操作は、解放対象の保護データ・ブロックＢ
jをパリティ・ブロックから引くものである。
るかどうかが判定される。このステップの目的は、２通
りの選択肢について行う入出力操作を最小回数にするこ
とである。ｄがｂ以下である場合は、ステップ４１８
で、キャッシュ内にない、使用中のデータ・ブロックが
すべてディスクから読み取られ、ステップ４２０で、す
べてのデータ・ブロックＤ１〜Ｄｎ相互間のＸＯＲを取
ることでパリティが再計算される。これに対して、ｄが
ｂより大きい場合は、ステップ４２２で、キャッシュ内
にない、すべての保護データ・ブロックがディスクから
読み取られ、ステップ４２４で、解放対象の各データ・
ブロックＢjとパリティ・ブロックＰとのＸＯＲが取ら
れる。この操作は、解放対象の保護データ・ブロックＢ
jをパリティ・ブロックから引くものである。
【００２７】ステップ４２６では、解放するブロックＢ
jの項目を関連ブロック接頭部から消去することで、す
べての解放ブロックＢjに無保護のマークを付ける。次
に、前述のように、ステップ４１０と４１２が実行され
る。
jの項目を関連ブロック接頭部から消去することで、す
べての解放ブロックＢjに無保護のマークを付ける。次
に、前述のように、ステップ４１０と４１２が実行され
る。
【００２８】図７〜図９は、本発明によりパリティ・ブ
ロック接頭部５０２を使用してパリティを求める方法の
例を示している。ここでは、ストライプ（パリティ・グ
ループ）ごとに４つのデータ・ブロックと１つのパリテ
ィ・ブロックを有する実施例が示されている。接頭部
は、それぞれのデータ・ブロックＤｎが接頭部内に１つ
ずつ位置を占めるようにマッピングされる。０は、それ
ぞれのデータ・ブロックがパリティ計算に含まれていな
いことを示し、１は、データ・ブロックがパリティ計算
に含まれていることを示す。
ロック接頭部５０２を使用してパリティを求める方法の
例を示している。ここでは、ストライプ（パリティ・グ
ループ）ごとに４つのデータ・ブロックと１つのパリテ
ィ・ブロックを有する実施例が示されている。接頭部
は、それぞれのデータ・ブロックＤｎが接頭部内に１つ
ずつ位置を占めるようにマッピングされる。０は、それ
ぞれのデータ・ブロックがパリティ計算に含まれていな
いことを示し、１は、データ・ブロックがパリティ計算
に含まれていることを示す。
【００２９】図７では、データ・ブロックＤ９、Ｄ１
０、およびＤ１１が空きになっているため、データ・ブ
ロックＤ８だけがパリティ・ブロックＰ２によって保護
されている。パリティ・ブロックＰ２のパリティ・ビッ
ト５０４ａがブロックＤ８だけから生成されたことを示
すために、接頭部５０２ａは１０００（２進数）に設定
される。３つの０は、残りの３つのデータ・ブロックが
無保護であることを示している。
０、およびＤ１１が空きになっているため、データ・ブ
ロックＤ８だけがパリティ・ブロックＰ２によって保護
されている。パリティ・ブロックＰ２のパリティ・ビッ
ト５０４ａがブロックＤ８だけから生成されたことを示
すために、接頭部５０２ａは１０００（２進数）に設定
される。３つの０は、残りの３つのデータ・ブロックが
無保護であることを示している。
【００３０】図８では、制御装置がブロックＤ１０への
書込みを行う必要があると想定されている。旧パリティ
・ブロック接頭部５０２ａを検査することで、制御装置
は、ブロックＤ８だけがパリティ・ビットによって保護
されていると判定し、その結果、新パリティがＰ＝Ｄ８
ＸＯＲ Ｄ１０またはＰ＝Ｄ１０ ＸＯＲ 旧Ｐとし
て計算され、パリティ・ブロック５０４ｂに格納され
る。
書込みを行う必要があると想定されている。旧パリティ
・ブロック接頭部５０２ａを検査することで、制御装置
は、ブロックＤ８だけがパリティ・ビットによって保護
されていると判定し、その結果、新パリティがＰ＝Ｄ８
ＸＯＲ Ｄ１０またはＰ＝Ｄ１０ ＸＯＲ 旧Ｐとし
て計算され、パリティ・ブロック５０４ｂに格納され
る。
【００３１】図９では、制御装置がブロックＤ９への書
込みを行う必要があると想定されている。旧パリティ５
０２ｂは、ブロックＤ９が保護されていないことを示し
ている。このため、新パリティは、Ｐ＝Ｄ８ ＸＯＲ
Ｄ９ ＸＯＲ Ｄ１０またはＰ＝Ｄ９ ＸＯＲ 旧Ｐと
して計算される。５０２ｃに示すように、Ｐがパリティ
・ブロック５０４ｃに格納され、接頭部が更新される。
込みを行う必要があると想定されている。旧パリティ５
０２ｂは、ブロックＤ９が保護されていないことを示し
ている。このため、新パリティは、Ｐ＝Ｄ８ ＸＯＲ
Ｄ９ ＸＯＲ Ｄ１０またはＰ＝Ｄ９ ＸＯＲ 旧Ｐと
して計算される。５０２ｃに示すように、Ｐがパリティ
・ブロック５０４ｃに格納され、接頭部が更新される。
【００３２】本発明の空きブロック・パリティを備えた
ＲＡＩＤ５システムの場合、ディスク・アレイ内の１個
のディスクで障害が発生した場合の回復シナリオは、標
準のＲＡＩＤディスク・アレイの場合と同じである。つ
まり、障害が発生したディスク上の１つのブロックを有
する各パリティ・グループ内の欠落ブロックが、他のデ
ィスク上の対応パリティ・グループの残りのブロックか
ら導出される。しかし、本システムでは、パリティ・ブ
ロックで記述されたデータ・ブロックのマップが接頭部
によって提供される点が、回復時に有利な要因になる。
このため、未使用データ・ブロックの再構築は不要であ
る。
ＲＡＩＤ５システムの場合、ディスク・アレイ内の１個
のディスクで障害が発生した場合の回復シナリオは、標
準のＲＡＩＤディスク・アレイの場合と同じである。つ
まり、障害が発生したディスク上の１つのブロックを有
する各パリティ・グループ内の欠落ブロックが、他のデ
ィスク上の対応パリティ・グループの残りのブロックか
ら導出される。しかし、本システムでは、パリティ・ブ
ロックで記述されたデータ・ブロックのマップが接頭部
によって提供される点が、回復時に有利な要因になる。
このため、未使用データ・ブロックの再構築は不要であ
る。
【００３３】単一ディスク障害が発生した場合、従来の
ＲＡＩＤアーキテクチャ・ディスク・システムのディス
クの内容を再構築することができる。特に、障害が発生
した各ブロックがパリティ・ブロックであれば、そのブ
ロックごとにパリティ情報が再計算され、各ブロックが
データ・ブロックであれば、ストライプ内の他の全デー
タ・ブロックと、そのストライプのパリティ・ブロック
とを使用して、そのブロックの内容を再構築することが
できる。
ＲＡＩＤアーキテクチャ・ディスク・システムのディス
クの内容を再構築することができる。特に、障害が発生
した各ブロックがパリティ・ブロックであれば、そのブ
ロックごとにパリティ情報が再計算され、各ブロックが
データ・ブロックであれば、ストライプ内の他の全デー
タ・ブロックと、そのストライプのパリティ・ブロック
とを使用して、そのブロックの内容を再構築することが
できる。
【００３４】本発明の可変ストライプ保護方式を使用し
て、再構築が次のように行われる。まず、障害が発生し
たディスク上のブロックがデータ・ブロックであると想
定する。このストライプ用のパリティ・ブロックから、
そのブロックが保護ブロックか無保護ブロックかを判定
することができる。保護ブロックである場合は、その内
容が前述のように再構築される。ただし、（パリティ・
ブロックとともに）ストライプ内にある他の保護データ
・ブロックだけが使用される。他の数ブロックだけが保
護ブロックである場合には、この操作の結果、（先行技
術の方法に比べ）入出力操作が節約されるため、ディス
クの回復速度が向上し、各ストライプ内の保護ブロック
数が減少し、節約量が増加する。もう１つのケースは、
データ・ブロックが無保護の場合である。この場合は、
追加アクションが一切不要なので、明らかに先行技術の
方法より大幅な改善になる。特に、障害が発生したディ
スクに大量の無保護（空き）スペースが入っている場合
には、従来のディスク再構築方法に比べ、ディスクの回
復速度がきわめて高速になることに留意されたい。
て、再構築が次のように行われる。まず、障害が発生し
たディスク上のブロックがデータ・ブロックであると想
定する。このストライプ用のパリティ・ブロックから、
そのブロックが保護ブロックか無保護ブロックかを判定
することができる。保護ブロックである場合は、その内
容が前述のように再構築される。ただし、（パリティ・
ブロックとともに）ストライプ内にある他の保護データ
・ブロックだけが使用される。他の数ブロックだけが保
護ブロックである場合には、この操作の結果、（先行技
術の方法に比べ）入出力操作が節約されるため、ディス
クの回復速度が向上し、各ストライプ内の保護ブロック
数が減少し、節約量が増加する。もう１つのケースは、
データ・ブロックが無保護の場合である。この場合は、
追加アクションが一切不要なので、明らかに先行技術の
方法より大幅な改善になる。特に、障害が発生したディ
スクに大量の無保護（空き）スペースが入っている場合
には、従来のディスク再構築方法に比べ、ディスクの回
復速度がきわめて高速になることに留意されたい。
【００３５】次に、障害が発生したディスク上のブロッ
クがパリティ・ブロックであると想定する。この場合、
ブロックの再構築方法は２通りある。１つの方法では、
ホスト・システムから独立してディスク再構築を実行す
る必要がある場合、ストライプ内の全データ・ブロック
が有効（使用中）ブロックであるという最悪例想定を行
う必要がある。この場合、パリティ・ブロックは、スト
ライプ内の全データ・ブロックのパリティを計算するこ
とで求められ、しかも、パリティ・ブロック接頭部域で
は全データ・ブロックに保護のマークが付けられる。
クがパリティ・ブロックであると想定する。この場合、
ブロックの再構築方法は２通りある。１つの方法では、
ホスト・システムから独立してディスク再構築を実行す
る必要がある場合、ストライプ内の全データ・ブロック
が有効（使用中）ブロックであるという最悪例想定を行
う必要がある。この場合、パリティ・ブロックは、スト
ライプ内の全データ・ブロックのパリティを計算するこ
とで求められ、しかも、パリティ・ブロック接頭部域で
は全データ・ブロックに保護のマークが付けられる。
【００３６】もう１つの方法は、ホスト・システムとの
通信を伴うもので、次のように行われる。まず、障害が
発生したディスク上の各パリティ・ブロックごとに、デ
ィスク制御装置が、ストライプ内のデータ・ブロックの
状況（空きまたは使用中）を求める照会をホスト・ファ
イル・システムに対して実行する。ホスト・ファイル・
システムは、ストライプ内の各ブロックごとに、そのブ
ロックが空きかどうかを示すビットベクトルを返す。こ
のような空きブロックには、それぞれ無保護のマークが
付けられ、ストライプ内の残りのデータ・ブロックに
は、保護のマークが付けられる。最後に、ストライプ内
の保護ブロックについてパリティが計算され、その結
果、障害が発生したディスク上のパリティ・ブロックが
再構築される。ストライプ内のデータ・ブロックの一部
が保護されている場合には、保護ブロックだけをディス
クから読み取ってパリティ・ブロックを再計算すればよ
いので、この方法も従来の方法の改善策となる。
通信を伴うもので、次のように行われる。まず、障害が
発生したディスク上の各パリティ・ブロックごとに、デ
ィスク制御装置が、ストライプ内のデータ・ブロックの
状況（空きまたは使用中）を求める照会をホスト・ファ
イル・システムに対して実行する。ホスト・ファイル・
システムは、ストライプ内の各ブロックごとに、そのブ
ロックが空きかどうかを示すビットベクトルを返す。こ
のような空きブロックには、それぞれ無保護のマークが
付けられ、ストライプ内の残りのデータ・ブロックに
は、保護のマークが付けられる。最後に、ストライプ内
の保護ブロックについてパリティが計算され、その結
果、障害が発生したディスク上のパリティ・ブロックが
再構築される。ストライプ内のデータ・ブロックの一部
が保護されている場合には、保護ブロックだけをディス
クから読み取ってパリティ・ブロックを再計算すればよ
いので、この方法も従来の方法の改善策となる。
【００３７】要約すると、本発明では、ストライプ内の
データ・ブロックの一部がパリティ・ブロックによって
保護されている場合に必要な、読取りと書込みの回数が
削減される。具体的には、パリティ・ブロックは、各デ
ータ・ブロックを保護データ、すなわち、それに関する
パリティ情報がすでに計算されてパリティ・ブロックに
格納されているデータか、無保護データ、すなわち、そ
れに関するパリティ情報が格納されていないデータのい
ずれかとして分類する識別子を含んでいる。後者のカテ
ゴリのデータ・ブロックは、必ず、使用中ではないブロ
ックでなければならない。さらに、最初のカテゴリ（保
護）のデータ・ブロックは、使用中または非使用中とし
て分類することができる。たとえば、所与のブロックの
情報を更新して別のディスク位置に書き込んだ場合、ま
たはその情報が使用済みになり、そのデータが入ってい
るディスク空間がオペレーティング・システムによって
解放された場合などに、保護データ・ブロックに使用中
ではないデータが入る可能性がある。現行パリティ情報
には現行ブロックの内容が含まれていないので、現行ブ
ロックの内容を先に判定せずに、無保護データ・ブロッ
クへの書込みが行われる。さらに、保護されているが使
用されていないデータ・ブロックは、使用中のデータ・
ブロックに関するパリティ情報を再計算することで、無
保護ブロックに変換することができる。好ましい実施例
では、本システムは、その内容がデータおよびパリティ
・ブロックの数を含んでいるキャッシュ・メモリだけで
なく、各タイプのブロックの読み書きに必要なアクショ
ンを判定するためにパリティ・ブロック内の接頭部を読
み取って修正する書込み論理機構も使用している。
データ・ブロックの一部がパリティ・ブロックによって
保護されている場合に必要な、読取りと書込みの回数が
削減される。具体的には、パリティ・ブロックは、各デ
ータ・ブロックを保護データ、すなわち、それに関する
パリティ情報がすでに計算されてパリティ・ブロックに
格納されているデータか、無保護データ、すなわち、そ
れに関するパリティ情報が格納されていないデータのい
ずれかとして分類する識別子を含んでいる。後者のカテ
ゴリのデータ・ブロックは、必ず、使用中ではないブロ
ックでなければならない。さらに、最初のカテゴリ（保
護）のデータ・ブロックは、使用中または非使用中とし
て分類することができる。たとえば、所与のブロックの
情報を更新して別のディスク位置に書き込んだ場合、ま
たはその情報が使用済みになり、そのデータが入ってい
るディスク空間がオペレーティング・システムによって
解放された場合などに、保護データ・ブロックに使用中
ではないデータが入る可能性がある。現行パリティ情報
には現行ブロックの内容が含まれていないので、現行ブ
ロックの内容を先に判定せずに、無保護データ・ブロッ
クへの書込みが行われる。さらに、保護されているが使
用されていないデータ・ブロックは、使用中のデータ・
ブロックに関するパリティ情報を再計算することで、無
保護ブロックに変換することができる。好ましい実施例
では、本システムは、その内容がデータおよびパリティ
・ブロックの数を含んでいるキャッシュ・メモリだけで
なく、各タイプのブロックの読み書きに必要なアクショ
ンを判定するためにパリティ・ブロック内の接頭部を読
み取って修正する書込み論理機構も使用している。
【００３８】本発明の好ましい実施例に関連して本発明
を具体的に示し説明してきたが、当業者には、本発明の
精神および範囲を逸脱せずに、形式および細部の点で様
々な変更態様が可能であることが理解されるだろう。
を具体的に示し説明してきたが、当業者には、本発明の
精神および範囲を逸脱せずに、形式および細部の点で様
々な変更態様が可能であることが理解されるだろう。
【００３９】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。
【００４０】（１）ディスク・アレイにデータを書き込
むためのシステムにおいて、前記ディスク・アレイに結
合され、ディスク・データ・ブロックのストライプに関
連する１つまたは複数のパリティ・ブロックを格納する
キャッシュ・メモリであって、各パリティ・ブロックが
前記ストライプ内の１つまたは複数のデータ・ブロック
に関するパリティ・データと、前記ストライプ内の保護
データ・ブロックを識別する識別子とを含む、キャッシ
ュ・メモリと、前記キャッシュ・メモリおよび前記ディ
スク・アレイに結合された書込み論理機構であって、１
つの位置がパリティ・データによって保護されているか
どうかを判定するための手段と、選択された位置にデー
タを書き込むための手段と、新しいパリティ・データを
計算し、選択された位置が保護されていることを示すた
めに必要であれば、該新しいパリティ・データに関連す
る識別子を更新するための手段とを含む前記書込み論理
機構とを含む、システム。 （２）データ・ブロックが解放されたあとで、前記ディ
スク・アレイから前記データ・ブロックを読み取るため
の手段と、前記データ・ブロックの解放を反映するよう
に、パリティ・データを再計算し、再計算したパリティ
・データに関連する識別子を更新するための手段とをさ
らに含むことを特徴とする、上記（１）に記載のシステ
ム。 （３）前記データ・ブロックが解放されたときに前記デ
ィスク・アレイから前記データ・ブロックを読み取るた
めの手段を含むことを特徴とする、上記（２）に記載の
システム。 （４）パリティ・データを再計算するためにディスクか
ら読み取るブロックの最適セットを決定するための手段
をさらに含むことを特徴とする、上記（２）に記載のシ
ステム。 （５）複数のデータ・ブロックが解放されたあとで、前
記ディスク・アレイから前記複数のデータ・ブロックを
読み取るための手段をさらに含むことを特徴とする、上
記（２）に記載のシステム。 （６）ＲＡＩＤディスクに新しいデータを書き込むため
の方法において、前記新しいデータをキャッシュ・メモ
リに格納するステップと、ディスク・アレイ内のデータ
・ブロックのグループのうちの使用中のデータ・ブロッ
クに関するパリティ・ブロックを計算するステップと、
データ・ブロックのグループのうちのどのデータ・ブロ
ックが使用中であるかを示す識別子をパリティ・ブロッ
クに接続するステップと、前記新しいデータのために宛
先データ・ブロックを選択するステップと、前記宛先ブ
ロックが空きデータ・ブロックのグループに属している
かどうかを判定し、該グループに属している場合は、前
記新しいデータのみを使用してパリティ・ブロックを設
定し、設定されたパリティ・ブロックと前記新しいデー
タをディスクに書き込み、前記グループに属していない
場合は、宛先ブロックがパリティ・ブロックによって保
護されているかどうかを識別子から判定するステップで
あって、保護されている場合は、前記新しいデータと、
宛先ブロックと、パリティ・ブロックとを使用して、新
しいデータを反映した新しいパリティ・ブロックを計算
し、該新しいパリティ・ブロックを前記キャッシュとデ
ィスクに書き込み、保護されていない場合は、前記新し
いデータを反映した新しいパリティ・ブロックを計算
し、その新しいパリティ・ブロックを前記キャッシュと
ディスクに書き込み、その時点で宛先ブロックがパリテ
ィ・ブロックによって保護されていることを示すために
識別子を更新するステップとを含む、方法。 （７）宛先ブロックがパリティ・ブロックによって保護
されていて、宛先ブロックの内容がキャッシュに格納さ
れていない場合に、新しいパリティ・ブロックを計算す
る前にディスクから宛先ブロックの内容を読み取ること
を特徴とする、上記（６）に記載の方法。 （８）パリティ・ブロックと、データ・ブロックのグル
ープ内の各ブロックが、前記ディスク・アレイ内の別々
のディスクに格納されていることを特徴とする、上記
（７）に記載の方法。 （９）パリティ・ブロックがキャッシュに格納されてい
ない場合に、宛先ブロックが保護されているかどうかを
判定するステップの前に、ディスクからパリティ・ブロ
ックと識別子とを読み取ることを特徴とする、上記
（６）に記載の方法。 （１０）前記新しいデータ・ブロックとパリティ・ブロ
ックとのＸＯＲを取ることで、新しいパリティ・ブロッ
クが計算されることを特徴とする、上記（６）に記載の
方法。 （１１）ＲＡＩＤ内の未使用データ・ブロックを記述す
る方法において、ディスク上に格納されたデータ・ブロ
ックのグループ内のデータ・ブロックに関するパリティ
・ブロックを計算するステップと、前記グループのうち
のどのブロックが使用中であるかを示す識別子をパリテ
ィ・ブロックに接続するステップと、ブロックを使用中
から未使用に再分類する場合に、パリティ・ブロック
と、再分類するブロック内のデータとを使用して新しい
パリティ・ブロックを計算し、再分類するブロックが新
しいパリティ・ブロックによって保護されていないこと
を示すように識別子を更新するステップとを含む、方
法。 （１２）アレイが関連キャッシュ・メモリを有し、パリ
ティ・ブロックと識別子が前記キャッシュ・メモリに格
納されていない場合に、新しいパリティ・ブロックを計
算するステップの前にディスクからパリティ・ブロック
と識別子とを読み取ることを特徴とする、上記（１１）
に記載の方法。 （１３）アレイが関連キャッシュ・メモリを有し、再分
類するデータ・ブロックが前記キャッシュ・メモリに格
納されていない場合に、新しいパリティ・ブロックを計
算するステップの前にディスクから再分類するデータ・
ブロックを読み取ることを特徴とする、上記（１１）に
記載の方法。 （１４）識別子がグループ内のデータ・ブロックの数と
等しい数のビットを含み、各ビットがグループ内の別々
のデータ・ブロックに対応し、識別子を更新するステッ
プが、再分類するブロックに対応するビットの状態の変
更を含むことを特徴とする、上記（１１）に記載の方
法。 （１５）パリティ・ブロックと、グループ内の各データ
・ブロックとがアレイ内の別々のディスクに格納されて
いることを特徴とする、上記（１１）に記載の方法。 （１６）新しいパリティ・ブロックを計算するステップ
が、パリティ・ブロックと、再分類するブロック内のデ
ータとのＸＯＲ演算を含むことを特徴とする、上記（１
１）に記載の方法。
むためのシステムにおいて、前記ディスク・アレイに結
合され、ディスク・データ・ブロックのストライプに関
連する１つまたは複数のパリティ・ブロックを格納する
キャッシュ・メモリであって、各パリティ・ブロックが
前記ストライプ内の１つまたは複数のデータ・ブロック
に関するパリティ・データと、前記ストライプ内の保護
データ・ブロックを識別する識別子とを含む、キャッシ
ュ・メモリと、前記キャッシュ・メモリおよび前記ディ
スク・アレイに結合された書込み論理機構であって、１
つの位置がパリティ・データによって保護されているか
どうかを判定するための手段と、選択された位置にデー
タを書き込むための手段と、新しいパリティ・データを
計算し、選択された位置が保護されていることを示すた
めに必要であれば、該新しいパリティ・データに関連す
る識別子を更新するための手段とを含む前記書込み論理
機構とを含む、システム。 （２）データ・ブロックが解放されたあとで、前記ディ
スク・アレイから前記データ・ブロックを読み取るため
の手段と、前記データ・ブロックの解放を反映するよう
に、パリティ・データを再計算し、再計算したパリティ
・データに関連する識別子を更新するための手段とをさ
らに含むことを特徴とする、上記（１）に記載のシステ
ム。 （３）前記データ・ブロックが解放されたときに前記デ
ィスク・アレイから前記データ・ブロックを読み取るた
めの手段を含むことを特徴とする、上記（２）に記載の
システム。 （４）パリティ・データを再計算するためにディスクか
ら読み取るブロックの最適セットを決定するための手段
をさらに含むことを特徴とする、上記（２）に記載のシ
ステム。 （５）複数のデータ・ブロックが解放されたあとで、前
記ディスク・アレイから前記複数のデータ・ブロックを
読み取るための手段をさらに含むことを特徴とする、上
記（２）に記載のシステム。 （６）ＲＡＩＤディスクに新しいデータを書き込むため
の方法において、前記新しいデータをキャッシュ・メモ
リに格納するステップと、ディスク・アレイ内のデータ
・ブロックのグループのうちの使用中のデータ・ブロッ
クに関するパリティ・ブロックを計算するステップと、
データ・ブロックのグループのうちのどのデータ・ブロ
ックが使用中であるかを示す識別子をパリティ・ブロッ
クに接続するステップと、前記新しいデータのために宛
先データ・ブロックを選択するステップと、前記宛先ブ
ロックが空きデータ・ブロックのグループに属している
かどうかを判定し、該グループに属している場合は、前
記新しいデータのみを使用してパリティ・ブロックを設
定し、設定されたパリティ・ブロックと前記新しいデー
タをディスクに書き込み、前記グループに属していない
場合は、宛先ブロックがパリティ・ブロックによって保
護されているかどうかを識別子から判定するステップで
あって、保護されている場合は、前記新しいデータと、
宛先ブロックと、パリティ・ブロックとを使用して、新
しいデータを反映した新しいパリティ・ブロックを計算
し、該新しいパリティ・ブロックを前記キャッシュとデ
ィスクに書き込み、保護されていない場合は、前記新し
いデータを反映した新しいパリティ・ブロックを計算
し、その新しいパリティ・ブロックを前記キャッシュと
ディスクに書き込み、その時点で宛先ブロックがパリテ
ィ・ブロックによって保護されていることを示すために
識別子を更新するステップとを含む、方法。 （７）宛先ブロックがパリティ・ブロックによって保護
されていて、宛先ブロックの内容がキャッシュに格納さ
れていない場合に、新しいパリティ・ブロックを計算す
る前にディスクから宛先ブロックの内容を読み取ること
を特徴とする、上記（６）に記載の方法。 （８）パリティ・ブロックと、データ・ブロックのグル
ープ内の各ブロックが、前記ディスク・アレイ内の別々
のディスクに格納されていることを特徴とする、上記
（７）に記載の方法。 （９）パリティ・ブロックがキャッシュに格納されてい
ない場合に、宛先ブロックが保護されているかどうかを
判定するステップの前に、ディスクからパリティ・ブロ
ックと識別子とを読み取ることを特徴とする、上記
（６）に記載の方法。 （１０）前記新しいデータ・ブロックとパリティ・ブロ
ックとのＸＯＲを取ることで、新しいパリティ・ブロッ
クが計算されることを特徴とする、上記（６）に記載の
方法。 （１１）ＲＡＩＤ内の未使用データ・ブロックを記述す
る方法において、ディスク上に格納されたデータ・ブロ
ックのグループ内のデータ・ブロックに関するパリティ
・ブロックを計算するステップと、前記グループのうち
のどのブロックが使用中であるかを示す識別子をパリテ
ィ・ブロックに接続するステップと、ブロックを使用中
から未使用に再分類する場合に、パリティ・ブロック
と、再分類するブロック内のデータとを使用して新しい
パリティ・ブロックを計算し、再分類するブロックが新
しいパリティ・ブロックによって保護されていないこと
を示すように識別子を更新するステップとを含む、方
法。 （１２）アレイが関連キャッシュ・メモリを有し、パリ
ティ・ブロックと識別子が前記キャッシュ・メモリに格
納されていない場合に、新しいパリティ・ブロックを計
算するステップの前にディスクからパリティ・ブロック
と識別子とを読み取ることを特徴とする、上記（１１）
に記載の方法。 （１３）アレイが関連キャッシュ・メモリを有し、再分
類するデータ・ブロックが前記キャッシュ・メモリに格
納されていない場合に、新しいパリティ・ブロックを計
算するステップの前にディスクから再分類するデータ・
ブロックを読み取ることを特徴とする、上記（１１）に
記載の方法。 （１４）識別子がグループ内のデータ・ブロックの数と
等しい数のビットを含み、各ビットがグループ内の別々
のデータ・ブロックに対応し、識別子を更新するステッ
プが、再分類するブロックに対応するビットの状態の変
更を含むことを特徴とする、上記（１１）に記載の方
法。 （１５）パリティ・ブロックと、グループ内の各データ
・ブロックとがアレイ内の別々のディスクに格納されて
いることを特徴とする、上記（１１）に記載の方法。 （１６）新しいパリティ・ブロックを計算するステップ
が、パリティ・ブロックと、再分類するブロック内のデ
ータとのＸＯＲ演算を含むことを特徴とする、上記（１
１）に記載の方法。
【図１】ディスク・アレイ・サブシステムのアーキテク
チャを示すブロック図である。
チャを示すブロック図である。
【図２】本発明が実現されているディスク・アレイ・サ
ブシステムのアーキテクチャを示すブロック図である。
ブシステムのアーキテクチャを示すブロック図である。
【図３】データ・ブロックとパリティ・ブロックの配置
を示す、従来のＲＡＩＤレベル５のデータ・マッピング
である。
を示す、従来のＲＡＩＤレベル５のデータ・マッピング
である。
【図４】区分パリティ／データ・ディスク・キャッシュ
を示す図である。
を示す図である。
【図５】本発明の実施例による単一ブロック書込みの流
れ図である。
れ図である。
【図６】本発明の実施例による空きブロック・コマンド
の流れ図である。
の流れ図である。
【図７】本発明のパリティ・ブロックおよび識別子ブロ
ックを示すブロック図である。
ックを示すブロック図である。
【図８】本発明のパリティ・ブロックおよび識別子ブロ
ックを示すブロック図である。
ックを示すブロック図である。
【図９】本発明のパリティ・ブロックおよび識別子ブロ
ックを示すブロック図である。
ックを示すブロック図である。
１０ ホスト・システム ２０ チャネル ３０ ディスク制御装置 ３１ キャッシュ・メモリ ３１ａ データ区画 ３１ｂ パリティ区画 ３２ 可変書込み保護論理機構 ４０ ディスク・アレイ ４１ ディスク・アレイ ４２ ディスク・アレイ ４３ ディスク・アレイ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジョン・ティモシー・ロビンソン アメリカ合衆国10598 ニューヨーク州ヨ ークタウン・ハイツ ノース・ディアフィ ールド・アヴェニュー 3314 (72)発明者 アレクサンダー・トマシアン アメリカ合衆国10570 ニューヨーク州プ レザントヴィル メドウブルック・ロード 17
Claims (16)
- 【請求項１】ディスク・アレイにデータを書き込むため
のシステムにおいて、 前記ディスク・アレイに結合され、ディスク・データ・
ブロックのストライプに関連する１つまたは複数のパリ
ティ・ブロックを格納するキャッシュ・メモリであっ
て、各パリティ・ブロックが前記ストライプ内の１つま
たは複数のデータ・ブロックに関するパリティ・データ
と、前記ストライプ内の保護データ・ブロックを識別す
る識別子とを含む、キャッシュ・メモリと、 前記キャッシュ・メモリおよび前記ディスク・アレイに
結合された書込み論理機構であって、 １つの位置がパリティ・データによって保護されている
かどうかを判定するための手段と、 選択された位置にデータを書き込むための手段と、 新しいパリティ・データを計算し、選択された位置が保
護されていることを示すために必要であれば、該新しい
パリティ・データに関連する識別子を更新するための手
段とを含む前記書込み論理機構とを含む、 システム。 - 【請求項２】データ・ブロックが解放されたあとで、前
記ディスク・アレイから前記データ・ブロックを読み取
るための手段と、 前記データ・ブロックの解放を反映するように、パリテ
ィ・データを再計算し、再計算したパリティ・データに
関連する識別子を更新するための手段とをさらに含むこ
とを特徴とする、請求項１に記載のシステム。 - 【請求項３】前記データ・ブロックが解放されたときに
前記ディスク・アレイから前記データ・ブロックを読み
取るための手段を含むことを特徴とする、請求項２に記
載のシステム。 - 【請求項４】パリティ・データを再計算するためにディ
スクから読み取るブロックの最適セットを決定するため
の手段をさらに含むことを特徴とする、請求項２に記載
のシステム。 - 【請求項５】複数のデータ・ブロックが解放されたあと
で、前記ディスク・アレイから前記複数のデータ・ブロ
ックを読み取るための手段をさらに含むことを特徴とす
る、請求項２に記載のシステム。 - 【請求項６】ＲＡＩＤディスクに新しいデータを書き込
むための方法において、 前記新しいデータをキャッシュ・メモリに格納するステ
ップと、 ディスク・アレイ内のデータ・ブロックのグループのう
ちの使用中のデータ・ブロックに関するパリティ・ブロ
ックを計算するステップと、 データ・ブロックのグループのうちのどのデータ・ブロ
ックが使用中であるかを示す識別子をパリティ・ブロッ
クに接続するステップと、 前記新しいデータのために宛先データ・ブロックを選択
するステップと、 前記宛先ブロックが空きデータ・ブロックのグループに
属しているかどうかを判定し、該グループに属している
場合は、前記新しいデータのみを使用してパリティ・ブ
ロックを設定し、設定されたパリティ・ブロックと前記
新しいデータをディスクに書き込み、前記グループに属
していない場合は、宛先ブロックがパリティ・ブロック
によって保護されているかどうかを識別子から判定する
ステップであって、 保護されている場合は、前記新しいデータと、宛先ブロ
ックと、パリティ・ブロックとを使用して、新しいデー
タを反映した新しいパリティ・ブロックを計算し、該新
しいパリティ・ブロックを前記キャッシュとディスクに
書き込み、 保護されていない場合は、前記新しいデータを反映した
新しいパリティ・ブロックを計算し、その新しいパリテ
ィ・ブロックを前記キャッシュとディスクに書き込み、
その時点で宛先ブロックがパリティ・ブロックによって
保護されていることを示すために識別子を更新するステ
ップとを含む、方法。 - 【請求項７】宛先ブロックがパリティ・ブロックによっ
て保護されていて、宛先ブロックの内容がキャッシュに
格納されていない場合に、新しいパリティ・ブロックを
計算する前にディスクから宛先ブロックの内容を読み取
ることを特徴とする、請求項６に記載の方法。 - 【請求項８】パリティ・ブロックと、データ・ブロック
のグループ内の各ブロックが、前記ディスク・アレイ内
の別々のディスクに格納されていることを特徴とする、
請求項７に記載の方法。 - 【請求項９】パリティ・ブロックがキャッシュに格納さ
れていない場合に、宛先ブロックが保護されているかど
うかを判定するステップの前に、ディスクからパリティ
・ブロックと識別子とを読み取ることを特徴とする、請
求項６に記載の方法。 - 【請求項１０】前記新しいデータ・ブロックとパリティ
・ブロックとのＸＯＲを取ることで、新しいパリティ・
ブロックが計算されることを特徴とする、請求項６に記
載の方法。 - 【請求項１１】ＲＡＩＤ内の未使用データ・ブロックを
記述する方法において、 ディスク上に格納されたデータ・ブロックのグループ内
のデータ・ブロックに関するパリティ・ブロックを計算
するステップと、 前記グループのうちのどのブロックが使用中であるかを
示す識別子をパリティ・ブロックに接続するステップ
と、 ブロックを使用中から未使用に再分類する場合に、パリ
ティ・ブロックと、再分類するブロック内のデータとを
使用して新しいパリティ・ブロックを計算し、再分類す
るブロックが新しいパリティ・ブロックによって保護さ
れていないことを示すように識別子を更新するステップ
とを含む、方法。 - 【請求項１２】アレイが関連キャッシュ・メモリを有
し、パリティ・ブロックと識別子が前記キャッシュ・メ
モリに格納されていない場合に、新しいパリティ・ブロ
ックを計算するステップの前にディスクからパリティ・
ブロックと識別子とを読み取ることを特徴とする、請求
項１１に記載の方法。 - 【請求項１３】アレイが関連キャッシュ・メモリを有
し、再分類するデータ・ブロックが前記キャッシュ・メ
モリに格納されていない場合に、新しいパリティ・ブロ
ックを計算するステップの前にディスクから再分類する
データ・ブロックを読み取ることを特徴とする、請求項
１１に記載の方法。 - 【請求項１４】識別子がグループ内のデータ・ブロック
の数と等しい数のビットを含み、各ビットがグループ内
の別々のデータ・ブロックに対応し、識別子を更新する
ステップが、再分類するブロックに対応するビットの状
態の変更を含むことを特徴とする、請求項１１に記載の
方法。 - 【請求項１５】パリティ・ブロックと、グループ内の各
データ・ブロックとがアレイ内の別々のディスクに格納
されていることを特徴とする、請求項１１に記載の方
法。 - 【請求項１６】新しいパリティ・ブロックを計算するス
テップが、パリティ・ブロックと、再分類するブロック
内のデータとのＸＯＲ演算を含むことを特徴とする、請
求項１１に記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US08/238,769 US5522032A (en) | 1994-05-05 | 1994-05-05 | Raid level 5 with free blocks parity cache |
| US238769 | 1994-05-05 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07306759A true JPH07306759A (ja) | 1995-11-21 |
| JP2902970B2 JP2902970B2 (ja) | 1999-06-07 |
Family
ID=22899236
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP7023667A Expired - Lifetime JP2902970B2 (ja) | 1994-05-05 | 1995-02-13 | ディスク・アレイにデータを書き込むためのシステムおよび関連する方法 |
Country Status (6)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5522032A (ja) |
| EP (1) | EP0681238B1 (ja) |
| JP (1) | JP2902970B2 (ja) |
| KR (1) | KR100188485B1 (ja) |
| CN (1) | CN1097774C (ja) |
| DE (1) | DE69512459T2 (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH0934654A (ja) * | 1995-07-14 | 1997-02-07 | Nec Corp | ディスクアレイサブシステム |
| JP2001195197A (ja) * | 1999-08-20 | 2001-07-19 | Emc Corp | 記憶されたレコードについてのフォーマット情報を効率的に提供するためのディレクトリを含むデジタル・データ・サブシステム |
| JP2012064139A (ja) * | 2010-09-17 | 2012-03-29 | Toshiba Corp | コントローラ、記憶装置、およびプログラム |
Families Citing this family (53)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP3687111B2 (ja) * | 1994-08-18 | 2005-08-24 | 株式会社日立製作所 | 記憶装置システムおよび記憶装置の制御方法 |
| US5933592A (en) * | 1995-10-13 | 1999-08-03 | Digital Equipment Corporation | Promoting device level error to raidset level error to restore redundacy in a raid array data storage system |
| US5826001A (en) * | 1995-10-13 | 1998-10-20 | Digital Equipment Corporation | Reconstructing data blocks in a raid array data storage system having storage device metadata and raid set metadata |
| US5961652A (en) * | 1995-10-13 | 1999-10-05 | Compaq Computer Corporation | Read checking for drive rebuild |
| US5737744A (en) * | 1995-10-13 | 1998-04-07 | Compaq Computer Corporation | Disk array controller for performing exclusive or operations |
| US5860090A (en) * | 1995-10-20 | 1999-01-12 | Informix Software, Inc. | Append-only storage in a disk array using striping and parity caching |
| US5720025A (en) * | 1996-01-18 | 1998-02-17 | Hewlett-Packard Company | Frequently-redundant array of independent disks |
| KR100208801B1 (ko) | 1996-09-16 | 1999-07-15 | 윤종용 | 데이타 입/출력 성능을 향상시키기 위한 기억장치 시스템 및 그에 따른 데이타 복구정보 캐시구현방법 |
| US6016552A (en) * | 1997-06-06 | 2000-01-18 | The Chinese University Of Hong Kong | Object striping focusing on data object |
| US6012123A (en) * | 1997-06-10 | 2000-01-04 | Adaptec Inc | External I/O controller system for an independent access parity disk array |
| US6035347A (en) * | 1997-12-19 | 2000-03-07 | International Business Machines Corporation | Secure store implementation on common platform storage subsystem (CPSS) by storing write data in non-volatile buffer |
| JPH11203056A (ja) * | 1998-01-19 | 1999-07-30 | Fujitsu Ltd | 入出力制御装置及びアレイディスク装置 |
| US6029168A (en) | 1998-01-23 | 2000-02-22 | Tricord Systems, Inc. | Decentralized file mapping in a striped network file system in a distributed computing environment |
| US6122754A (en) * | 1998-05-22 | 2000-09-19 | International Business Machines Corporation | Method and system for data recovery using a distributed and scalable data structure |
| US6173415B1 (en) | 1998-05-22 | 2001-01-09 | International Business Machines Corporation | System for scalable distributed data structure having scalable availability |
| US6725392B1 (en) | 1999-03-03 | 2004-04-20 | Adaptec, Inc. | Controller fault recovery system for a distributed file system |
| US6513093B1 (en) | 1999-08-11 | 2003-01-28 | International Business Machines Corporation | High reliability, high performance disk array storage system |
| JP2001356882A (ja) * | 2000-06-13 | 2001-12-26 | Nec Corp | データ読み書き制御方法及びディスクアレイ装置並びにデータ読み書き制御用プログラムを記憶した記録媒体 |
| EP1168173A3 (en) * | 2000-06-29 | 2004-09-22 | Snap Appliance, Inc. | Fault tolerant storage device with cache |
| US6990667B2 (en) | 2001-01-29 | 2006-01-24 | Adaptec, Inc. | Server-independent object positioning for load balancing drives and servers |
| US7054927B2 (en) * | 2001-01-29 | 2006-05-30 | Adaptec, Inc. | File system metadata describing server directory information |
| US20020174296A1 (en) * | 2001-01-29 | 2002-11-21 | Ulrich Thomas R. | Disk replacement via hot swapping with variable parity |
| US6862692B2 (en) | 2001-01-29 | 2005-03-01 | Adaptec, Inc. | Dynamic redistribution of parity groups |
| US6766491B2 (en) | 2001-05-09 | 2004-07-20 | Dot Hill Systems Corp. | Parity mirroring between controllers in an active-active controller pair |
| US20030037302A1 (en) * | 2001-06-24 | 2003-02-20 | Aliaksei Dzienis | Systems and methods for automatically converting document file formats |
| US7168025B1 (en) * | 2001-10-11 | 2007-01-23 | Fuzzyfind Corporation | Method of and system for searching a data dictionary with fault tolerant indexing |
| US7085953B1 (en) * | 2002-11-01 | 2006-08-01 | International Business Machines Corporation | Method and means for tolerating multiple dependent or arbitrary double disk failures in a disk array |
| US7185144B2 (en) * | 2003-11-24 | 2007-02-27 | Network Appliance, Inc. | Semi-static distribution technique |
| GB0315157D0 (en) * | 2003-06-28 | 2003-08-06 | Ibm | Safe write to multiply-redundant storage |
| CN101566931B (zh) * | 2003-08-14 | 2011-05-18 | 克姆佩棱特科技公司 | 虚拟磁盘驱动系统和方法 |
| US7562230B2 (en) * | 2003-10-14 | 2009-07-14 | Intel Corporation | Data security |
| CN100419700C (zh) * | 2004-02-11 | 2008-09-17 | 鸿富锦精密工业（深圳）有限公司 | 磁盘容错系统及方法 |
| US7370163B2 (en) * | 2004-05-03 | 2008-05-06 | Gemini Storage | Adaptive cache engine for storage area network including systems and methods related thereto |
| US20060036904A1 (en) * | 2004-08-13 | 2006-02-16 | Gemini Storage | Data replication method over a limited bandwidth network by mirroring parities |
| US7457980B2 (en) * | 2004-08-13 | 2008-11-25 | Ken Qing Yang | Data replication method over a limited bandwidth network by mirroring parities |
| US7321905B2 (en) | 2004-09-30 | 2008-01-22 | International Business Machines Corporation | System and method for efficient data recovery in a storage array utilizing multiple parity slopes |
| US7711965B2 (en) * | 2004-10-20 | 2010-05-04 | Intel Corporation | Data security |
| KR100579133B1 (ko) | 2004-12-06 | 2006-05-12 | 한국전자통신연구원 | 블록분할 디스크 어레이에서의 분산 패러티를 이용한데이터 배치 방법 및 블록분할 분산패러티 디스크어레이에서의 대형/소형 블록 읽기/쓰기 제어 방법 |
| JP2006171957A (ja) * | 2004-12-14 | 2006-06-29 | Fujitsu Ltd | ストレージ制御装置および方法 |
| US7343546B2 (en) * | 2004-12-23 | 2008-03-11 | Intel Corporation | Method and system for syndrome generation and data recovery |
| US7779294B2 (en) * | 2005-04-15 | 2010-08-17 | Intel Corporation | Power-safe disk storage apparatus, systems, and methods |
| US7454668B1 (en) * | 2005-09-23 | 2008-11-18 | Emc Corporation | Techniques for data signature and protection against lost writes |
| KR101007259B1 (ko) * | 2006-01-19 | 2011-01-13 | 후지쯔 가부시끼가이샤 | 패리티 생성 회로, 계수 회로 및 계수 방법 |
| US7836380B2 (en) * | 2006-10-31 | 2010-11-16 | Intel Corporation | Destination indication to aid in posted write buffer loading |
| US8316258B2 (en) * | 2007-05-03 | 2012-11-20 | Oracle America, Inc. | System and method for error detection in a data storage system |
| US9047220B2 (en) * | 2012-07-23 | 2015-06-02 | Hitachi, Ltd. | Storage system and data management method |
| US9830220B1 (en) * | 2014-09-29 | 2017-11-28 | EMC IP Holding Company LLC | Enhanced error recovery for data storage drives |
| US9672106B2 (en) | 2014-12-30 | 2017-06-06 | Nutanix, Inc. | Architecture for implementing erasure coding |
| US10567009B2 (en) | 2016-12-06 | 2020-02-18 | Nutanix, Inc. | Dynamic erasure coding |
| US10664346B2 (en) * | 2018-05-18 | 2020-05-26 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Parity log with by-pass |
| CN112947847B (zh) * | 2019-12-11 | 2023-12-29 | 伊姆西Ip控股有限责任公司 | 用于存储数据的方法、设备和计算机程序产品 |
| CN111880963B (zh) * | 2020-07-29 | 2022-06-10 | 北京浪潮数据技术有限公司 | 一种数据重构方法、装置、设备及存储介质 |
| CN112947858B (zh) * | 2021-02-25 | 2023-04-25 | 浪潮电子信息产业股份有限公司 | 一种raid 5校验值的更新方法、装置和介质 |
Family Cites Families (15)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4419725A (en) * | 1980-11-14 | 1983-12-06 | Sperry Corporation | Cache/disk subsystem with tagalong copy |
| US5233618A (en) * | 1990-03-02 | 1993-08-03 | Micro Technology, Inc. | Data correcting applicable to redundant arrays of independent disks |
| US5124987A (en) * | 1990-04-16 | 1992-06-23 | Storage Technology Corporation | Logical track write scheduling system for a parallel disk drive array data storage subsystem |
| US5375128A (en) * | 1990-10-18 | 1994-12-20 | Ibm Corporation (International Business Machines Corporation) | Fast updating of DASD arrays using selective shadow writing of parity and data blocks, tracks, or cylinders |
| US5359611A (en) * | 1990-12-14 | 1994-10-25 | Dell Usa, L.P. | Method and apparatus for reducing partial write latency in redundant disk arrays |
| US5274799A (en) * | 1991-01-04 | 1993-12-28 | Array Technology Corporation | Storage device array architecture with copyback cache |
| JPH0820964B2 (ja) * | 1991-09-13 | 1996-03-04 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレイション | メモリ制御装置および方法 |
| US5333305A (en) * | 1991-12-27 | 1994-07-26 | Compaq Computer Corporation | Method for improving partial stripe write performance in disk array subsystems |
| US5341381A (en) * | 1992-01-21 | 1994-08-23 | Tandem Computers, Incorporated | Redundant array parity caching system |
| US5410667A (en) * | 1992-04-17 | 1995-04-25 | Storage Technology Corporation | Data record copy system for a disk drive array data storage subsystem |
| JP2810593B2 (ja) * | 1992-05-13 | 1998-10-15 | 三菱電機株式会社 | 記憶装置 |
| US5309451A (en) * | 1992-08-12 | 1994-05-03 | Digital Equipment Corporation | Data and parity prefetching for redundant arrays of disk drives |
| US5315602A (en) * | 1992-08-12 | 1994-05-24 | Digital Equipment Corporation | Optimized stripe detection for redundant arrays of disk drives |
| JP3183719B2 (ja) * | 1992-08-26 | 2001-07-09 | 三菱電機株式会社 | アレイ型記録装置 |
| US5392244A (en) * | 1993-08-19 | 1995-02-21 | Hewlett-Packard Company | Memory systems with data storage redundancy management |
-
1994
- 1994-05-05 US US08/238,769 patent/US5522032A/en not_active Expired - Lifetime
-
1995
- 1995-02-13 JP JP7023667A patent/JP2902970B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1995-04-07 DE DE69512459T patent/DE69512459T2/de not_active Expired - Lifetime
- 1995-04-07 EP EP95105237A patent/EP0681238B1/en not_active Expired - Lifetime
- 1995-04-14 CN CN95103824A patent/CN1097774C/zh not_active Expired - Lifetime
- 1995-05-04 KR KR1019950010951A patent/KR100188485B1/ko not_active IP Right Cessation
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH0934654A (ja) * | 1995-07-14 | 1997-02-07 | Nec Corp | ディスクアレイサブシステム |
| JP2001195197A (ja) * | 1999-08-20 | 2001-07-19 | Emc Corp | 記憶されたレコードについてのフォーマット情報を効率的に提供するためのディレクトリを含むデジタル・データ・サブシステム |
| JP4727800B2 (ja) * | 1999-08-20 | 2011-07-20 | イーエムシー コーポレイション | 記憶されたレコードについてのフォーマット情報を効率的に提供するためのディレクトリを含むデジタル・データ・サブシステム |
| JP2012064139A (ja) * | 2010-09-17 | 2012-03-29 | Toshiba Corp | コントローラ、記憶装置、およびプログラム |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| DE69512459D1 (de) | 1999-11-04 |
| JP2902970B2 (ja) | 1999-06-07 |
| KR100188485B1 (ko) | 1999-06-01 |
| DE69512459T2 (de) | 2000-05-04 |
| CN1097774C (zh) | 2003-01-01 |
| CN1118503A (zh) | 1996-03-13 |
| EP0681238A1 (en) | 1995-11-08 |
| EP0681238B1 (en) | 1999-09-29 |
| US5522032A (en) | 1996-05-28 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JP2902970B2 (ja) | ディスク・アレイにデータを書き込むためのシステムおよび関連する方法 | |
| US6105103A (en) | Method for mapping in dynamically addressed storage subsystems | |
| US6941420B2 (en) | Log-structure array | |
| JP2654346B2 (ja) | ディスク・アレイ・システムおよび記憶方法並びに制御装置 | |
| US5394532A (en) | Disk drive array memory system having instant format capability | |
| US5410667A (en) | Data record copy system for a disk drive array data storage subsystem | |
| JP3505093B2 (ja) | ファイル管理システム | |
| US5574952A (en) | Data storage system and method for operating a disk controller including allocating disk space for compressed data | |
| US5375128A (en) | Fast updating of DASD arrays using selective shadow writing of parity and data blocks, tracks, or cylinders | |
| US7761655B2 (en) | Storage system and method of preventing deterioration of write performance in storage system | |
| US5895485A (en) | Method and device using a redundant cache for preventing the loss of dirty data | |
| US5581724A (en) | Dynamically mapped data storage subsystem having multiple open destage cylinders and method of managing that subsystem | |
| JP3422370B2 (ja) | ディスクキャッシュ制御装置 | |
| US6243795B1 (en) | Redundant, asymmetrically parallel disk cache for a data storage system | |
| US6341331B1 (en) | Method and system for managing a raid storage system with cache | |
| US20030236944A1 (en) | System and method for reorganizing data in a raid storage system | |
| US5420983A (en) | Method for merging memory blocks, fetching associated disk chunk, merging memory blocks with the disk chunk, and writing the merged data | |
| JP2004213647A (ja) | データ記憶装置およびシステム用のログ構造の書込みキャッシュ | |
| US8694563B1 (en) | Space recovery for thin-provisioned storage volumes | |
| US6304946B1 (en) | System and method for optimizing cache write backs to disks | |
| US20230350916A1 (en) | Storage system and data replication method in storage system | |
| US6173361B1 (en) | Disk control device adapted to reduce a number of access to disk devices and method thereof | |
| JP3687111B2 (ja) | 記憶装置システムおよび記憶装置の制御方法 | |
| KR19980047273A (ko) | 레이드 레벨 5 시스템에서 캐쉬 관리 방법 | |
| JPH06266510A (ja) | ディスクアレイシステムおよびそのためのデータ書き込み方法、障害回復方法 |