JPH07311661A - 半導体ディスク装置 - Google Patents
半導体ディスク装置Info
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- JPH07311661A JPH07311661A JP6103927A JP10392794A JPH07311661A JP H07311661 A JPH07311661 A JP H07311661A JP 6103927 A JP6103927 A JP 6103927A JP 10392794 A JP10392794 A JP 10392794A JP H07311661 A JPH07311661 A JP H07311661A
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- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F3/08—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers from or to individual record carriers, e.g. punched card, memory card, integrated circuit [IC] card or smart card
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- G—PHYSICS
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- G11C—STATIC STORES
- G11C29/00—Checking stores for correct operation ; Subsequent repair; Testing stores during standby or offline operation
- G11C29/70—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring
- G11C29/76—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring using address translation or modifications
- G11C29/765—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring using address translation or modifications in solid state disks
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- 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
- G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
- G06F11/1402—Saving, restoring, recovering or retrying
- G06F11/1446—Point-in-time backing up or restoration of persistent data
- G06F11/1458—Management of the backup or restore process
- G06F11/1466—Management of the backup or restore process to make the backup process non-disruptive
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- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 大がかりな装置を必要とせず、無停止で半導
体メモリモジュールの交換を行う。 【構成】 各半導体メモリモジュール１４ａ〜１４ｎを
それぞれ複数のアクセス制御単位に分け、サービスアダ
プタ１３ｃは該アクセス制御単位でメモリエラーが生じ
た半導体メモリモジュール１４ａの記憶内容を予備の半
導体メモリモジュール１６にコピーする。これにより、
予備の半導体メモリモジュール１６を追加するだけで、
メモリエラーが生じた半導体メモリモジュールの記憶内
容を無停止で退避することができる。また、アクセス制
御単位でコピーを行うためリソースマネージャ１３ｂは
該制御単位で排他制御を行うことができ、コピー中であ
っても上位装置11a-1〜11a-2はコピー対象でないアクセ
ス制御単位部分にアクセスすることができ、上位装置の
アクセスに悪影響を与えることがない。
体メモリモジュールの交換を行う。 【構成】 各半導体メモリモジュール１４ａ〜１４ｎを
それぞれ複数のアクセス制御単位に分け、サービスアダ
プタ１３ｃは該アクセス制御単位でメモリエラーが生じ
た半導体メモリモジュール１４ａの記憶内容を予備の半
導体メモリモジュール１６にコピーする。これにより、
予備の半導体メモリモジュール１６を追加するだけで、
メモリエラーが生じた半導体メモリモジュールの記憶内
容を無停止で退避することができる。また、アクセス制
御単位でコピーを行うためリソースマネージャ１３ｂは
該制御単位で排他制御を行うことができ、コピー中であ
っても上位装置11a-1〜11a-2はコピー対象でないアクセ
ス制御単位部分にアクセスすることができ、上位装置の
アクセスに悪影響を与えることがない。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は半導体ディスク装置に係
り、特に、磁気ディスク装置（ＤＡＳＤ：Direct Acces
s Storage Device)に格納されるユーザデータを全て半
導体メモリに書き込むことにより機械動作を伴わずに上
位装置から高速にアクセスできるようにした磁気ディス
ク装置に関する。
り、特に、磁気ディスク装置（ＤＡＳＤ：Direct Acces
s Storage Device)に格納されるユーザデータを全て半
導体メモリに書き込むことにより機械動作を伴わずに上
位装置から高速にアクセスできるようにした磁気ディス
ク装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】半導体ディスク装置は、磁気ディスク装
置の振舞（コマンドコード、データ転送の仕方等）を維
持したまま、記録媒体を磁気ディスクから半導体メモリ
に置き換えたものである。このため、上位装置（ＣＰ
Ｕ）と半導体ディスク制御装置間のインターフェースは
ＣＰＵと磁気ディスク制御装置とのインターフェースと
全く同一になっている。この半導体ディスク装置によれ
ば、磁気ディスク装置のようにヘッドの移動が不必要の
ため、瞬時にアクセスできる利点があり、しかも、ＣＰ
Ｕと磁気ディスク制御装置間のソフトウェア資産をその
まま使える利点がある。
置の振舞（コマンドコード、データ転送の仕方等）を維
持したまま、記録媒体を磁気ディスクから半導体メモリ
に置き換えたものである。このため、上位装置（ＣＰ
Ｕ）と半導体ディスク制御装置間のインターフェースは
ＣＰＵと磁気ディスク制御装置とのインターフェースと
全く同一になっている。この半導体ディスク装置によれ
ば、磁気ディスク装置のようにヘッドの移動が不必要の
ため、瞬時にアクセスできる利点があり、しかも、ＣＰ
Ｕと磁気ディスク制御装置間のソフトウェア資産をその
まま使える利点がある。
【０００３】図５７はかかる半導体ディスク装置の構成
図である。１ａはＣＰＵ、２は半導体ディスク装置（Ｓ
ＳＤ：Shared Storage Device)、３は半導体ディスク制
御装置、４は半導体ディスクであり、複数の半導体メモ
リモジュール（ＭＳ：Main Storage）４ａ，４ｂ，４ｃ
・・・４ｎ及び半導体メモリモジュールへのデータの書
き込み／読み出しを制御するメモリインターフェースア
ダプタ（ＥＳＰ：Extended Storage Adaptor)４ｓを備
えている。５は保守パネルあるいはパソコンである。半
導体ディスク制御装置３において、３ａは上位装置（Ｃ
ＰＵ）１ａとの間に単一あるいは複数のインターフェー
ス（上位インターフェース）を有するチャネルアダプタ
ＣＡであり、図では１つしか示してないが複数のチャネ
ルアダプタが設けられている。３ｂは排他制御テーブル
（図示せず）を備え、いずれの上位インターフェースも
所定の半導体メモリモジュールを使用していない場合に
は他の上位インターフェースに該半導体メモリモジュー
ルの使用を許可し、使用中の場合には使用を許可しない
排他制御を実行するリソースマネージャＲＭである。
尚、実際には、半導体メモリモジュールは複数の論理ド
ライブに分割されており、リソースマネージャＲＭは各
論理ドライブ毎に排他制御を行う。３ｃは各ユニットの
ＩＭＬ（イニシャル・マイクロプログラム・ローデン
グ）処理や状態監視処理、障害時のリカバリ処理を行う
サービスアダプタ（ＳＡ：Service Adaptor)である。３
ｄ，３ｅ，３ｆは各種制御テーブルやプログラムを記憶
する制御記憶部（Control Storage)である。
図である。１ａはＣＰＵ、２は半導体ディスク装置（Ｓ
ＳＤ：Shared Storage Device)、３は半導体ディスク制
御装置、４は半導体ディスクであり、複数の半導体メモ
リモジュール（ＭＳ：Main Storage）４ａ，４ｂ，４ｃ
・・・４ｎ及び半導体メモリモジュールへのデータの書
き込み／読み出しを制御するメモリインターフェースア
ダプタ（ＥＳＰ：Extended Storage Adaptor)４ｓを備
えている。５は保守パネルあるいはパソコンである。半
導体ディスク制御装置３において、３ａは上位装置（Ｃ
ＰＵ）１ａとの間に単一あるいは複数のインターフェー
ス（上位インターフェース）を有するチャネルアダプタ
ＣＡであり、図では１つしか示してないが複数のチャネ
ルアダプタが設けられている。３ｂは排他制御テーブル
（図示せず）を備え、いずれの上位インターフェースも
所定の半導体メモリモジュールを使用していない場合に
は他の上位インターフェースに該半導体メモリモジュー
ルの使用を許可し、使用中の場合には使用を許可しない
排他制御を実行するリソースマネージャＲＭである。
尚、実際には、半導体メモリモジュールは複数の論理ド
ライブに分割されており、リソースマネージャＲＭは各
論理ドライブ毎に排他制御を行う。３ｃは各ユニットの
ＩＭＬ（イニシャル・マイクロプログラム・ローデン
グ）処理や状態監視処理、障害時のリカバリ処理を行う
サービスアダプタ（ＳＡ：Service Adaptor)である。３
ｄ，３ｅ，３ｆは各種制御テーブルやプログラムを記憶
する制御記憶部（Control Storage)である。
【０００４】
・第１の課題 半導体ディスク装置においては、半導体メモリモジュー
ルの障害は致命的である。半導体メモリモジュールに障
害が発生すると、従来は、データを退避させ、しかる
後、電源を切断し、障害が発生した半導体メモリモジュ
ールを別の半導体メモリモジュールで交換する。交換
後、電源を投入して半導体ディスク装置を立ち上げ、デ
ータを復元させるという手順をとっている。しかし、か
かる方法では、データを退避させる装置が別途必要にな
り、しかも、電源切断時並びにデータ退避／復元時に半
導体ディスク装置を使用できなくなり、ノンストップ装
置という要求に答えられない問題がある。又、半導体デ
ィスク装置を停止することなく障害が発生した半導体メ
モリモジュールを交換する方法も提案されている（特開
平3-268020号公報、名称:半導体ディスクの無停止保守
方式)。しかし、この提案されている半導体ディスクの
無停止保守方式では、半導体ディスク装置とは別に、無
停止保守を可能にするための大がかりな保守装置が必要
となる問題がある。
ルの障害は致命的である。半導体メモリモジュールに障
害が発生すると、従来は、データを退避させ、しかる
後、電源を切断し、障害が発生した半導体メモリモジュ
ールを別の半導体メモリモジュールで交換する。交換
後、電源を投入して半導体ディスク装置を立ち上げ、デ
ータを復元させるという手順をとっている。しかし、か
かる方法では、データを退避させる装置が別途必要にな
り、しかも、電源切断時並びにデータ退避／復元時に半
導体ディスク装置を使用できなくなり、ノンストップ装
置という要求に答えられない問題がある。又、半導体デ
ィスク装置を停止することなく障害が発生した半導体メ
モリモジュールを交換する方法も提案されている（特開
平3-268020号公報、名称:半導体ディスクの無停止保守
方式)。しかし、この提案されている半導体ディスクの
無停止保守方式では、半導体ディスク装置とは別に、無
停止保守を可能にするための大がかりな保守装置が必要
となる問題がある。
【０００５】・第２の課題 ところで、半導体ディスク装置は電源を切断するとその
記憶内容が消失する。このため、半導体ディスク装置に
バックアップディスク装置が接続される場合がある。半
導体ディスクを構成する各半導体メモリモジュールは複
数の論理ドライブに分割され、上位装置はStart I/O命
令により論理ドライブを指定し、該論理ドライブが使用
可能であれば該論理ドライブの所定位置にアクセスする
ようになっている。かかる半導体ディスクの論理ドライ
ブの構成とバックアップディスク装置における論理ドラ
イブの構成は１：１の関係がある。しかし、半導体ディ
スクの論理ドライブのサイズを変更したり、位置を変更
すると、半導体ディスクとバックアップディスク装置に
おける論理ドライブの構成が１：１に対応しなくなる。
このため、半導体ディスクの構成を変更する前にバック
アップディスク装置にデータを退避しておいても、半導
体ディスク装置の論理ドライブの構成を変更すると、バ
ックアップディスク装置に退避しておいたデータを半導
体ディスクに復元できなくなり、変更前のユーザデータ
が無効化されて使用できなくなる問題がある。
記憶内容が消失する。このため、半導体ディスク装置に
バックアップディスク装置が接続される場合がある。半
導体ディスクを構成する各半導体メモリモジュールは複
数の論理ドライブに分割され、上位装置はStart I/O命
令により論理ドライブを指定し、該論理ドライブが使用
可能であれば該論理ドライブの所定位置にアクセスする
ようになっている。かかる半導体ディスクの論理ドライ
ブの構成とバックアップディスク装置における論理ドラ
イブの構成は１：１の関係がある。しかし、半導体ディ
スクの論理ドライブのサイズを変更したり、位置を変更
すると、半導体ディスクとバックアップディスク装置に
おける論理ドライブの構成が１：１に対応しなくなる。
このため、半導体ディスクの構成を変更する前にバック
アップディスク装置にデータを退避しておいても、半導
体ディスク装置の論理ドライブの構成を変更すると、バ
ックアップディスク装置に退避しておいたデータを半導
体ディスクに復元できなくなり、変更前のユーザデータ
が無効化されて使用できなくなる問題がある。
【０００６】・第３の課題 半導体ディスク装置は、磁気ディスク装置をエミュレー
ションしているため、実デバイスが有するユーザデータ
部に加えてディレクトリ(DIRECTORY)とよばれるコント
ロール情報部を各トラック毎に持ち、該ディレクトリに
より現在エミュレートしているトラックフィールド内の
レコード（ユーザデータ）に関するメモリ上のアドレス
や各セクタ情報等を管理している。チャネルアダプタ
は、指定されたトラックフィールドのユーザデータエリ
アをアクセスする場合、指定されたトラックのディレク
トリをチャネルアダプタ内部に取り込むことによって、
目的のトラックフィールドの制御情報を取得し、その情
報に従ってユーザデータをアクセスする。このディレク
トリは、当該トラックフィールドに書き込まれている
レコードのうち最終レコードのレコード番号やセクタ
ディレクトリ、レコードディレクトリから成ってい
る。セクタディレクトリは、セットセクタ処理で何番目
のレコードが最初に読み出せるかが書き込まれたテーブ
ルであり、レコードディレクトリは、各レコード毎のト
ラック先頭からの相対アドレス（オフセットアドレス）
が書き込まれたテーブルであり、直接レコード番号で位
置付けたレコードフィールドをアクセスするために用い
るものである。これら情報を用いることにより、セット
セクタ処理やサーチＩＤ処理時に直接オリエント（仮想
ヘッド位置）を移動することができ、アクセスを高速に
行うことができる。
ションしているため、実デバイスが有するユーザデータ
部に加えてディレクトリ(DIRECTORY)とよばれるコント
ロール情報部を各トラック毎に持ち、該ディレクトリに
より現在エミュレートしているトラックフィールド内の
レコード（ユーザデータ）に関するメモリ上のアドレス
や各セクタ情報等を管理している。チャネルアダプタ
は、指定されたトラックフィールドのユーザデータエリ
アをアクセスする場合、指定されたトラックのディレク
トリをチャネルアダプタ内部に取り込むことによって、
目的のトラックフィールドの制御情報を取得し、その情
報に従ってユーザデータをアクセスする。このディレク
トリは、当該トラックフィールドに書き込まれている
レコードのうち最終レコードのレコード番号やセクタ
ディレクトリ、レコードディレクトリから成ってい
る。セクタディレクトリは、セットセクタ処理で何番目
のレコードが最初に読み出せるかが書き込まれたテーブ
ルであり、レコードディレクトリは、各レコード毎のト
ラック先頭からの相対アドレス（オフセットアドレス）
が書き込まれたテーブルであり、直接レコード番号で位
置付けたレコードフィールドをアクセスするために用い
るものである。これら情報を用いることにより、セット
セクタ処理やサーチＩＤ処理時に直接オリエント（仮想
ヘッド位置）を移動することができ、アクセスを高速に
行うことができる。
【０００７】ところで、メモリの２ビットエラー等で目
的のディレクトリ部を読み込めなくなると、当該ディレ
クトリが制御するトラックフィールドのユーザデータが
全てアクセス不可能になってしまい、事実上、有効なユ
ーザデータが失われてしまう。このため、データ消失回
避機構として、ディレクトリが読み込み不可能な状態に
陥った場合でも、ユーザデータをアクセスできるように
するデータ消失回避機構が必要になる。従来の半導体デ
ィスク装置では、チャネルアダプタのファームウェアが
指定するトラックフィールドをアクセスしようとした
時、まず当該トラックフィールドの制御情報が書き込ま
れているディレクトリを読み込んでから、通常処理を開
始する。そのため、ディレクトリが読み込み不可能な場
合、当該トラックフィールドへのアクセスをしようとし
ても、ディレクトリ崩壊時の回復手段がないため、アク
セスが不可能である。そこで、読み込み不可能となった
トラックを再度利用できるようにするために、最低単位
のイニシャライズ（例えば１シリンダ単位）をして、崩
壊したディレクトリを初期化し、ディレクトリを有効化
してやる必要がある。しかし、イニシャライズ処理はイ
ニシャライズする領域のユーザデータを消失させてしま
うので、あらかじめイニシャライズする領域のデータを
退避しておかなければならない。又、ディレクトリの崩
壊によってアクセス不可能に陥ったトラックフィールド
のデータはチャネルコマンドの１つとして用意されたメ
モリダンプ命令でしか読みだすことができない。このた
め、半導体ディスク装置内部のトラックフォーマットを
知っている者以外は、当該トラックフィールドのユーザ
データとして必要な部分を抜き出して再現することは不
可能であり、完全に元のデータを復旧させることは殆ど
不可能であった。
的のディレクトリ部を読み込めなくなると、当該ディレ
クトリが制御するトラックフィールドのユーザデータが
全てアクセス不可能になってしまい、事実上、有効なユ
ーザデータが失われてしまう。このため、データ消失回
避機構として、ディレクトリが読み込み不可能な状態に
陥った場合でも、ユーザデータをアクセスできるように
するデータ消失回避機構が必要になる。従来の半導体デ
ィスク装置では、チャネルアダプタのファームウェアが
指定するトラックフィールドをアクセスしようとした
時、まず当該トラックフィールドの制御情報が書き込ま
れているディレクトリを読み込んでから、通常処理を開
始する。そのため、ディレクトリが読み込み不可能な場
合、当該トラックフィールドへのアクセスをしようとし
ても、ディレクトリ崩壊時の回復手段がないため、アク
セスが不可能である。そこで、読み込み不可能となった
トラックを再度利用できるようにするために、最低単位
のイニシャライズ（例えば１シリンダ単位）をして、崩
壊したディレクトリを初期化し、ディレクトリを有効化
してやる必要がある。しかし、イニシャライズ処理はイ
ニシャライズする領域のユーザデータを消失させてしま
うので、あらかじめイニシャライズする領域のデータを
退避しておかなければならない。又、ディレクトリの崩
壊によってアクセス不可能に陥ったトラックフィールド
のデータはチャネルコマンドの１つとして用意されたメ
モリダンプ命令でしか読みだすことができない。このた
め、半導体ディスク装置内部のトラックフォーマットを
知っている者以外は、当該トラックフィールドのユーザ
データとして必要な部分を抜き出して再現することは不
可能であり、完全に元のデータを復旧させることは殆ど
不可能であった。
【０００８】・第４の課題 半導体ディスク装置は、データの記憶・格納媒体が半導
体メモリチップである。このため、磁気ディスク装置に
比較すると、ビット当りの記憶コストが高くなる。又、
半導体ディスク装置１台当りの記憶容量は少なくなる。
この容量に関する問題を解決するために、データを圧縮
して書き込み、読み出す場合には圧縮データを復元する
方法が提案されている。かかる圧縮方式の問題点は、ユ
ーザデータを書き替える際に、圧縮後のサイズが圧縮前
のサイズと異なる場合が生じることである。圧縮後のデ
ータサイズが小さい場合には、メモリの有効利用のため
に余分な領域を解放する必要があり、逆に圧縮後のデー
タサイズが大きい場合には新たな領域を確保して書き替
える必要がある。かかるメモリ管理は煩雑であり、従来
は、メモリの有効利用を図りつつ、しかも簡単な方法で
メモリ領域の解放、割当て管理を行うことができない問
題があった。
体メモリチップである。このため、磁気ディスク装置に
比較すると、ビット当りの記憶コストが高くなる。又、
半導体ディスク装置１台当りの記憶容量は少なくなる。
この容量に関する問題を解決するために、データを圧縮
して書き込み、読み出す場合には圧縮データを復元する
方法が提案されている。かかる圧縮方式の問題点は、ユ
ーザデータを書き替える際に、圧縮後のサイズが圧縮前
のサイズと異なる場合が生じることである。圧縮後のデ
ータサイズが小さい場合には、メモリの有効利用のため
に余分な領域を解放する必要があり、逆に圧縮後のデー
タサイズが大きい場合には新たな領域を確保して書き替
える必要がある。かかるメモリ管理は煩雑であり、従来
は、メモリの有効利用を図りつつ、しかも簡単な方法で
メモリ領域の解放、割当て管理を行うことができない問
題があった。
【０００９】以上から本発明の第１目的は、別途保守装
置を設けなくても半導体ディスク装置を運用中のまま、
半導体メモリモジュールの交換ができ、しかも、半導体
メモリモジュール交換中におけるアクセス速度を低下し
ないようにできる半導体ディスク装置を提供することで
ある。本発明の第２の目的は、半導体ディスクの構成を
変更しても、構成変更前にバックアップディスク装置に
退避したデータを構成変更後の半導体ディスク装置に復
元でき、変更前のユーザデータが使用することができる
半導体ディスクディスク装置を提供することである。本
発明の第３の目的は、ディレクトリを読み込めなくなっ
ても、ディレクトリを用いずに指定された目的レコード
へのアクセスが可能であり、しかも、該ディレクトリの
再構築が可能な半導体ディスク装置を提供することであ
る。本発明の第４の目的は、データを圧縮して半導体メ
モリに書き込む場合、効果的にメモリ領域の解放、割当
てを行ってメモリの有効利用を図ることができる半導体
ディスク装置を提供することである。
置を設けなくても半導体ディスク装置を運用中のまま、
半導体メモリモジュールの交換ができ、しかも、半導体
メモリモジュール交換中におけるアクセス速度を低下し
ないようにできる半導体ディスク装置を提供することで
ある。本発明の第２の目的は、半導体ディスクの構成を
変更しても、構成変更前にバックアップディスク装置に
退避したデータを構成変更後の半導体ディスク装置に復
元でき、変更前のユーザデータが使用することができる
半導体ディスクディスク装置を提供することである。本
発明の第３の目的は、ディレクトリを読み込めなくなっ
ても、ディレクトリを用いずに指定された目的レコード
へのアクセスが可能であり、しかも、該ディレクトリの
再構築が可能な半導体ディスク装置を提供することであ
る。本発明の第４の目的は、データを圧縮して半導体メ
モリに書き込む場合、効果的にメモリ領域の解放、割当
てを行ってメモリの有効利用を図ることができる半導体
ディスク装置を提供することである。
【００１０】
【課題を解決するための手段】上記第１の課題は、本発
明によれば、複数の半導体メモリモジュールと、予備の
半導体メモリモジュールと、上位装置からのアクセスコ
マンドに従って半導体メモリモジュールへのデータの書
き込み及び読み出しを制御する制御部（チャネルアダプ
タ）と、各半導体メモリモジュールのメモリエラーを監
視し、メモリエラーが発生した半導体メモリモジュール
の記憶内容を予備の半導体メモリモジュールにコピーす
る制御を行うサービスアダプタとにより達成される。
明によれば、複数の半導体メモリモジュールと、予備の
半導体メモリモジュールと、上位装置からのアクセスコ
マンドに従って半導体メモリモジュールへのデータの書
き込み及び読み出しを制御する制御部（チャネルアダプ
タ）と、各半導体メモリモジュールのメモリエラーを監
視し、メモリエラーが発生した半導体メモリモジュール
の記憶内容を予備の半導体メモリモジュールにコピーす
る制御を行うサービスアダプタとにより達成される。
【００１１】上記第２の課題は、本発明によれば、複数
の論理ドライブが割り付けられた半導体ディスクと、半
導体ディスクをバックアップすると共に、複数の論理ド
ライブが割り付けられたディスク装置と、半導体ディス
クに記憶されている各論理ドライブのデータをディスク
装置の対応する論理ドライブに退避させると共に、ディ
スク装置の各論理ドライブに退避されているデータを半
導体ディスクの対応する論理ドライブに復元するディス
クアダプタと、半導体ディスクにおける各論理ドライブ
の先頭アドレス及び容量を示す第１の構成情報テーブル
を保持する手段と、ディスク装置における各論理ドライ
ブの先頭アドレスと容量を示す第２の構成情報テーブル
を保持する手段と、半導体ディスクの構成変更及びディ
スク装置に退避されているデータの半導体ディスクへの
復元を指示する指示手段と、構成変更指示に基づいて前
記第１の構成情報テーブルが変更された場合、該第１の
構成情報テーブルと変更前の第２の構成情報テーブルを
用いて、論理ドライブ毎にディスクアドレスを半導体デ
ィスクのアドレスに変換するためのアドレス変換テーブ
ルを作成する手段とにより達成される。
の論理ドライブが割り付けられた半導体ディスクと、半
導体ディスクをバックアップすると共に、複数の論理ド
ライブが割り付けられたディスク装置と、半導体ディス
クに記憶されている各論理ドライブのデータをディスク
装置の対応する論理ドライブに退避させると共に、ディ
スク装置の各論理ドライブに退避されているデータを半
導体ディスクの対応する論理ドライブに復元するディス
クアダプタと、半導体ディスクにおける各論理ドライブ
の先頭アドレス及び容量を示す第１の構成情報テーブル
を保持する手段と、ディスク装置における各論理ドライ
ブの先頭アドレスと容量を示す第２の構成情報テーブル
を保持する手段と、半導体ディスクの構成変更及びディ
スク装置に退避されているデータの半導体ディスクへの
復元を指示する指示手段と、構成変更指示に基づいて前
記第１の構成情報テーブルが変更された場合、該第１の
構成情報テーブルと変更前の第２の構成情報テーブルを
用いて、論理ドライブ毎にディスクアドレスを半導体デ
ィスクのアドレスに変換するためのアドレス変換テーブ
ルを作成する手段とにより達成される。
【００１２】上記第３の課題は、本発明によれば、半導
体メモリと、半導体メモリへのレコードの書き込み及び
読み出しを制御すると共に、レコードにディレクトリに
記録される制御情報の一部を復元するために必要な制御
情報復元データを含ませて半導体メモリに記録する制御
部（チャネルアダプタ）により達成される。上記第４の
課題は、本発明によれば、ディレクトリやレコードに含
まれる制御情報を記憶する制御情報記憶領域と多数のブ
ロックに分割されると共に、レコードに含まれるデータ
部を記憶するデータ記憶領域を備えた半導体ディスク
と、上位装置からの指示に従って半導体ディスクへのレ
コードの書き込み及び読み出しを制御すると共にレコー
ドに含まれるデータ部を圧縮、復元する圧縮・復元機構
を備えた制御部（チャネルアダプタ）と、各ブロックの
使用／未使用を管理する半導体メモリ管理部とにより達
成される。
体メモリと、半導体メモリへのレコードの書き込み及び
読み出しを制御すると共に、レコードにディレクトリに
記録される制御情報の一部を復元するために必要な制御
情報復元データを含ませて半導体メモリに記録する制御
部（チャネルアダプタ）により達成される。上記第４の
課題は、本発明によれば、ディレクトリやレコードに含
まれる制御情報を記憶する制御情報記憶領域と多数のブ
ロックに分割されると共に、レコードに含まれるデータ
部を記憶するデータ記憶領域を備えた半導体ディスク
と、上位装置からの指示に従って半導体ディスクへのレ
コードの書き込み及び読み出しを制御すると共にレコー
ドに含まれるデータ部を圧縮、復元する圧縮・復元機構
を備えた制御部（チャネルアダプタ）と、各ブロックの
使用／未使用を管理する半導体メモリ管理部とにより達
成される。
【００１３】
【作用】第１の発明においては、各半導体メモリモジュ
ールをそれぞれ複数のアクセス制御単位に分ける。サー
ビスアダプタは該アクセス制御単位でメモリエラーが生
じた半導体メモリモジュールの記憶内容を予備の半導体
メモリモジュールにコピーする。このようにすれば、予
備の半導体メモリモジュールを追加するだけで、メモリ
エラーが生じた半導体メモリモジュールの記憶内容を無
停止で退避することができ、大がかりな保守装置を必要
としない。また、アクセス制御単位でコピーを行うため
該制御単位で排他制御を行うことができ、コピー中であ
っても上位装置はコピー対象でないアクセス制御単位部
分にアクセスすることができ、上位装置のアクセスに悪
影響を与えることがない。
ールをそれぞれ複数のアクセス制御単位に分ける。サー
ビスアダプタは該アクセス制御単位でメモリエラーが生
じた半導体メモリモジュールの記憶内容を予備の半導体
メモリモジュールにコピーする。このようにすれば、予
備の半導体メモリモジュールを追加するだけで、メモリ
エラーが生じた半導体メモリモジュールの記憶内容を無
停止で退避することができ、大がかりな保守装置を必要
としない。また、アクセス制御単位でコピーを行うため
該制御単位で排他制御を行うことができ、コピー中であ
っても上位装置はコピー対象でないアクセス制御単位部
分にアクセスすることができ、上位装置のアクセスに悪
影響を与えることがない。
【００１４】第２の発明においては、半導体ディスクの
構成変更後に、指示手段よりディスク装置に退避されて
いるデータの半導体ディスクへの復元を指示する。この
復元が指示された時、アドレス変換テーブル作成手段
は、半導体ディスクの構成情報テーブルとディスク装置
の構成情報テーブルとを用いて、論理ドライブ毎にディ
スクアドレスを半導体ディスクのアドレスに変換するた
めのアドレス変換テーブルを作成する。ディスクアダプ
タは復元に際して、該アドレス変換テーブルを用いてデ
ィスク装置の各論理ドライブに退避されているデータを
半導体ディスクの対応する論理ドライブに復元する。以
上のようにすれば、半導体ディスクの構成を変更して
も、構成変更前にバックアップ用のディスク装置に退避
したデータを構成変更後の半導体ディスクに正しく復元
でき、変更前のユーザデータが使用することができる。
構成変更後に、指示手段よりディスク装置に退避されて
いるデータの半導体ディスクへの復元を指示する。この
復元が指示された時、アドレス変換テーブル作成手段
は、半導体ディスクの構成情報テーブルとディスク装置
の構成情報テーブルとを用いて、論理ドライブ毎にディ
スクアドレスを半導体ディスクのアドレスに変換するた
めのアドレス変換テーブルを作成する。ディスクアダプ
タは復元に際して、該アドレス変換テーブルを用いてデ
ィスク装置の各論理ドライブに退避されているデータを
半導体ディスクの対応する論理ドライブに復元する。以
上のようにすれば、半導体ディスクの構成を変更して
も、構成変更前にバックアップ用のディスク装置に退避
したデータを構成変更後の半導体ディスクに正しく復元
でき、変更前のユーザデータが使用することができる。
【００１５】第３の発明において、チャネルアダプタ
は、ディレクトリの内容に基づいて半導体メモリへのレ
コードの書き込み及び読み出しを制御する。この場合、
チャネルアダプタは前記ディレクトリに記録される制御
情報の一部を復元するために必要な制御情報復元データ
をレコードに含ませて記録する。このようにすれば、チ
ャネルアダプタは、ディレクトリを読み込めなくなって
も、該ディレクトリを用いずに各レコードに含まれる制
御情報復元データを用いて上位装置により指示されたレ
コードへのアクセスが可能となり、しかも、該ディレク
トリの再構築ができる。
は、ディレクトリの内容に基づいて半導体メモリへのレ
コードの書き込み及び読み出しを制御する。この場合、
チャネルアダプタは前記ディレクトリに記録される制御
情報の一部を復元するために必要な制御情報復元データ
をレコードに含ませて記録する。このようにすれば、チ
ャネルアダプタは、ディレクトリを読み込めなくなって
も、該ディレクトリを用いずに各レコードに含まれる制
御情報復元データを用いて上位装置により指示されたレ
コードへのアクセスが可能となり、しかも、該ディレク
トリの再構築ができる。
【００１６】第４の発明においては、半導体ディスク
を、ディレクトリやレコードに含まれる制御情報を記
憶する制御情報記憶領域とレコードのデータ部を記憶
するデータ記憶領域に分け、該データ記憶領域を多数の
ブロックに分割する。上位装置からの書き込みコマンド
を受信した時、チャネルアダプタは、データ部を圧縮し
てデータ記憶領域の所定ブロックに格納し、かつ、制御
情報に該データが格納されるブロックのブロックアドレ
スを含ませて圧縮せずに制御情報記憶領域に格納する。
このように、ユーザデータを圧縮して記憶するからメモ
リの有効利用が図れ、しかも、制御情報は圧縮しないた
め、復元処理が不要となり上位装置のデータアクセス時
間の短縮を図ることができる。
を、ディレクトリやレコードに含まれる制御情報を記
憶する制御情報記憶領域とレコードのデータ部を記憶
するデータ記憶領域に分け、該データ記憶領域を多数の
ブロックに分割する。上位装置からの書き込みコマンド
を受信した時、チャネルアダプタは、データ部を圧縮し
てデータ記憶領域の所定ブロックに格納し、かつ、制御
情報に該データが格納されるブロックのブロックアドレ
スを含ませて圧縮せずに制御情報記憶領域に格納する。
このように、ユーザデータを圧縮して記憶するからメモ
リの有効利用が図れ、しかも、制御情報は圧縮しないた
め、復元処理が不要となり上位装置のデータアクセス時
間の短縮を図ることができる。
【００１７】又、第４の発明において、レコード書替え
時、チャネルアダプタは書替え前のレコードのデータ部
が格納されているブロックの数Ｂoを求めると共に、書
替えデータを圧縮して得られる圧縮データの格納に必要
なブロック数Ｂnを求め、Ｂn＝Ｂoの場合には圧縮デー
タを前のデータ部が格納されていたブロックに書き込
む。一方、Ｂn＞Ｂoの場合には、チャネルアダプタは不
足分のブロックを半導体メモリ管理部に要求し、圧縮デ
ータを前のデータ部が格納されていたブロックと半導体
メモリ管理部から指示されたブロックに書き込む。更
に、Ｂn＜Ｂoの場合には、チャネルアダプタは余分のブ
ロックを半導体メモリ管理部に通知し、圧縮データを前
のユーザデータが格納されていたブロックのうち半導体
メモリ管理部に通知したブロック以外のブロックに書き
込む。このようにすれば、データ部を圧縮して半導体メ
モリに書き込む場合、効果的にメモリ領域の解放、割当
てを行ってメモリの有効利用を図ることができる。
時、チャネルアダプタは書替え前のレコードのデータ部
が格納されているブロックの数Ｂoを求めると共に、書
替えデータを圧縮して得られる圧縮データの格納に必要
なブロック数Ｂnを求め、Ｂn＝Ｂoの場合には圧縮デー
タを前のデータ部が格納されていたブロックに書き込
む。一方、Ｂn＞Ｂoの場合には、チャネルアダプタは不
足分のブロックを半導体メモリ管理部に要求し、圧縮デ
ータを前のデータ部が格納されていたブロックと半導体
メモリ管理部から指示されたブロックに書き込む。更
に、Ｂn＜Ｂoの場合には、チャネルアダプタは余分のブ
ロックを半導体メモリ管理部に通知し、圧縮データを前
のユーザデータが格納されていたブロックのうち半導体
メモリ管理部に通知したブロック以外のブロックに書き
込む。このようにすれば、データ部を圧縮して半導体メ
モリに書き込む場合、効果的にメモリ領域の解放、割当
てを行ってメモリの有効利用を図ることができる。
【００１８】
(a) 本発明の第１の実施例 (a-1) 半導体ディスク装置の構成 図１は本発明の半導体ディスク装置の構成図である。11
a-1,11a-2,・・・はＣＰＵ（上位装置）、１２は半導体デ
ィスク装置（ＳＳＤ)、１３は半導体ディスク制御装
置、１４は半導体ディスク、１５はサービスアダプタ
（後述）に各種指示を出して保守を実行させるメンテナ
ンスパネル（ＰＮＬ）である。半導体ディスク１４は、
複数のユーザデータ格納用の半導体メモリモジュール
（ＭＳ：Main Storage）１４ａ，１４ｂ，１４ｃ・・・
１４ｎと、半導体メモリモジュールにエラーが発生した
時、該半導体メモリモジュールが新たな半導体メモリモ
ジュールと交換されるまでその代役を勤める予備の半導
体メモリモジュール（ＨＳ：Hot Spare Memory)１６、
各半導体メモリモジュールへのデータの書き込み／読み
出しを制御するメモリインターフェースアダプタ（ＥＳ
Ｐ：Extended Storage Adaptor)１７を備えている。予
備の半導体メモリモジュール（ＨＳ）は１枚しか示して
ないが、２枚以上設けることもできる。
a-1,11a-2,・・・はＣＰＵ（上位装置）、１２は半導体デ
ィスク装置（ＳＳＤ)、１３は半導体ディスク制御装
置、１４は半導体ディスク、１５はサービスアダプタ
（後述）に各種指示を出して保守を実行させるメンテナ
ンスパネル（ＰＮＬ）である。半導体ディスク１４は、
複数のユーザデータ格納用の半導体メモリモジュール
（ＭＳ：Main Storage）１４ａ，１４ｂ，１４ｃ・・・
１４ｎと、半導体メモリモジュールにエラーが発生した
時、該半導体メモリモジュールが新たな半導体メモリモ
ジュールと交換されるまでその代役を勤める予備の半導
体メモリモジュール（ＨＳ：Hot Spare Memory)１６、
各半導体メモリモジュールへのデータの書き込み／読み
出しを制御するメモリインターフェースアダプタ（ＥＳ
Ｐ：Extended Storage Adaptor)１７を備えている。予
備の半導体メモリモジュール（ＨＳ）は１枚しか示して
ないが、２枚以上設けることもできる。
【００１９】各半導体メモリモジュールは所定サイズ、
例えばＣＰＵからのアクセスの排他制御単位であるシリ
ンダ単位で多数の範囲（範囲１〜範囲ｎ）に区分されて
おり、メモリエラー発生時にはこの範囲毎に予備の半導
体メモリモジュール１６への退避制御が行われ、該範囲
のサイズがアクセス制御単位となる。例えば、半導体メ
モリモジュール１４ａにエラーが発生した時の交換手順
は、大略以下のようになる。 エラーが発生した半導体メモリモジュール１４ａの記
憶内容をアクセス制御単位に予備の半導体メモリモジュ
ール（ＨＳ)１６に退避する。排他制御はこのアクセス
制御単位で行われる。 退避完了後、予備の半導体メモリモジュール１６がユ
ーザデータ格納用の半導体メモリモジュールとなる。 全アクセス制御単位の退避完了後に、メモリエラーが
発生した半導体メモリモジュール１４ａを新たな半導体
メモリモジュールと交換する。以後、この交換された半
導体メモリモジュール１４ａが予備の半導体メモリモジ
ュールとなる。尚、半導体メモリモジュール１６を予備
に戻すためには、の手順と同様に半導体メモリモジュ
ール１６の記憶内容をアクセス制御単位に半導体メモリ
モジュール１４ａに復元する。
例えばＣＰＵからのアクセスの排他制御単位であるシリ
ンダ単位で多数の範囲（範囲１〜範囲ｎ）に区分されて
おり、メモリエラー発生時にはこの範囲毎に予備の半導
体メモリモジュール１６への退避制御が行われ、該範囲
のサイズがアクセス制御単位となる。例えば、半導体メ
モリモジュール１４ａにエラーが発生した時の交換手順
は、大略以下のようになる。 エラーが発生した半導体メモリモジュール１４ａの記
憶内容をアクセス制御単位に予備の半導体メモリモジュ
ール（ＨＳ)１６に退避する。排他制御はこのアクセス
制御単位で行われる。 退避完了後、予備の半導体メモリモジュール１６がユ
ーザデータ格納用の半導体メモリモジュールとなる。 全アクセス制御単位の退避完了後に、メモリエラーが
発生した半導体メモリモジュール１４ａを新たな半導体
メモリモジュールと交換する。以後、この交換された半
導体メモリモジュール１４ａが予備の半導体メモリモジ
ュールとなる。尚、半導体メモリモジュール１６を予備
に戻すためには、の手順と同様に半導体メモリモジュ
ール１６の記憶内容をアクセス制御単位に半導体メモリ
モジュール１４ａに復元する。
【００２０】半導体ディスク制御装置１３において、13
a-1,13a-2，・・・は上位装置（ＣＰＵ）11a-1,11a-2,・
・・との間に単一あるいは複数のインターフェース（上位
インターフェース）を有するチャネルアダプタ（Ｃ
Ａ）、１３ｂはリソースマネージャ（ＲＭ）であり、排
他制御テーブルＥＣＴ（図示せず）を備え、いずれのユ
ニットも所定の半導体メモリモジュールのある領域を使
用していない場合には、要求により他のユニットに半導
体メモリモジュールの該領域へのアクセスを許可し、使
用中の場合にはアクセスを許可しない排他制御を実行す
る。尚、本実施例では、リソースマネージャはアクセス
制御単位で使用／未使用を管理し、該アクセス制御単位
で排他制御を行う。
a-1,13a-2，・・・は上位装置（ＣＰＵ）11a-1,11a-2,・
・・との間に単一あるいは複数のインターフェース（上位
インターフェース）を有するチャネルアダプタ（Ｃ
Ａ）、１３ｂはリソースマネージャ（ＲＭ）であり、排
他制御テーブルＥＣＴ（図示せず）を備え、いずれのユ
ニットも所定の半導体メモリモジュールのある領域を使
用していない場合には、要求により他のユニットに半導
体メモリモジュールの該領域へのアクセスを許可し、使
用中の場合にはアクセスを許可しない排他制御を実行す
る。尚、本実施例では、リソースマネージャはアクセス
制御単位で使用／未使用を管理し、該アクセス制御単位
で排他制御を行う。
【００２１】１３ｃは各ユニットのＩＭＬ（イニシャル
・マイクロプログラム・ローデング）処理や状態監視処
理、障害時のリカバリ処理、例えばメモリエラー発生時
における半導体メモリモジュールの交換処理を行うサー
ビスアダプタ（ＳＡ)である。１３ｄ〜１３ｇは各種制
御テーブルＣＴＬやプログラムを記憶する制御記憶部
（ＣＳ)である。制御テーブルＣＴＬには、図２に示す
ように各半導体メモリモジュールの範囲（アクセス制御
単位）毎に論理アドレス（ＣＣＨＨ）と半導体ディスク
の物理アドレスの対応が記憶されている。論理アドレス
とはＣＰＵより指定されるアドレス（例えば磁気ディス
クのデータアドレスで指定される場合は、シリンダ／ヘ
ッド番号ＣＣＨＨ）、物理アドレスとは半導体ディスク
装置内部で半導体メモリモジュールをアクセスする実ア
ドレスである。各モジュールは制御テーブルＣＴＬを用
いて論理アドレスを物理アドレスに変換する。
・マイクロプログラム・ローデング）処理や状態監視処
理、障害時のリカバリ処理、例えばメモリエラー発生時
における半導体メモリモジュールの交換処理を行うサー
ビスアダプタ（ＳＡ)である。１３ｄ〜１３ｇは各種制
御テーブルＣＴＬやプログラムを記憶する制御記憶部
（ＣＳ)である。制御テーブルＣＴＬには、図２に示す
ように各半導体メモリモジュールの範囲（アクセス制御
単位）毎に論理アドレス（ＣＣＨＨ）と半導体ディスク
の物理アドレスの対応が記憶されている。論理アドレス
とはＣＰＵより指定されるアドレス（例えば磁気ディス
クのデータアドレスで指定される場合は、シリンダ／ヘ
ッド番号ＣＣＨＨ）、物理アドレスとは半導体ディスク
装置内部で半導体メモリモジュールをアクセスする実ア
ドレスである。各モジュールは制御テーブルＣＴＬを用
いて論理アドレスを物理アドレスに変換する。
【００２２】１３ｈはコピーの成功／不成功（有効／無
効）を示すコピー管理テーブルＣＣＴを記憶する記憶部
（ＴＳ）である。このコピー管理テーブルＣＣＴは半導
体メモリモジュールに書き込まれるデータのうち纏まっ
た単位でコピーの成功／不成功を管理する。コピーが失
敗した場合（媒体エラーで読めなかった場合等）、当該
部分を無効とする。例えば、図３に示すようにトラック
毎にコピーの成功／不成功を管理する。磁気ディスクを
エミュレーションレートしている半導体ディスクの場
合、シリンダ（アクセス制御単位）毎にコピーしていた
場合に、エラーしてもそのシリンダ全てが無効ではな
い。そこで、コピー管理テーブルＣＣＴによりトラック
毎にエラーしたトラックのみ無効にすれば、きめ細かい
データの保証ができる。この場合、トラック毎でなくレ
コード単位で管理するとより細かいデータの保証ができ
る。コピー管理テーブルＣＣＴは各モジュールが参照／
更新できる場所におけばよく、半導体メモリモジュール
内に配置することもできる。
効）を示すコピー管理テーブルＣＣＴを記憶する記憶部
（ＴＳ）である。このコピー管理テーブルＣＣＴは半導
体メモリモジュールに書き込まれるデータのうち纏まっ
た単位でコピーの成功／不成功を管理する。コピーが失
敗した場合（媒体エラーで読めなかった場合等）、当該
部分を無効とする。例えば、図３に示すようにトラック
毎にコピーの成功／不成功を管理する。磁気ディスクを
エミュレーションレートしている半導体ディスクの場
合、シリンダ（アクセス制御単位）毎にコピーしていた
場合に、エラーしてもそのシリンダ全てが無効ではな
い。そこで、コピー管理テーブルＣＣＴによりトラック
毎にエラーしたトラックのみ無効にすれば、きめ細かい
データの保証ができる。この場合、トラック毎でなくレ
コード単位で管理するとより細かいデータの保証ができ
る。コピー管理テーブルＣＣＴは各モジュールが参照／
更新できる場所におけばよく、半導体メモリモジュール
内に配置することもできる。
【００２３】(a-2) 本発明の半導体メモリの第１の交換
制御の概略 半導体ディスク１４は、図４に示すように３枚の半導体
メモリモジュール（ＭＳ〜ＭＳ）１４ａ〜１４ｃ
と、１枚の予備の半導体メモリモジュール（ＨＳ）１６
で構成され、それぞれ５個のアクセス制御単位で構成さ
れている。初期時、各半導体メモリモジュール１４ａ〜
１４ｃの制御テーブルＣＴＬの内容は図５に示すように
なっている。尚、図中、ＣＴＬａは半導体メモリモジュ
ール１４ａ（ＭＳ）の制御テーブル部分、ＣＴＬｂは
半導体メモリモジュール１４ｂ（ＭＳ）の制御テーブ
ル部分、ＣＴＬｃは半導体メモリモジュール１４ｃ（Ｍ
Ｓ）の制御テーブル部分である。又、図中、XXXXは論
理アドレスを、MS-00は半導体メモリモジュール１４
ａ（ＭＳ）のオフセットアドレス００（図４参照）を
意味しており、他の表記も同様である。
制御の概略 半導体ディスク１４は、図４に示すように３枚の半導体
メモリモジュール（ＭＳ〜ＭＳ）１４ａ〜１４ｃ
と、１枚の予備の半導体メモリモジュール（ＨＳ）１６
で構成され、それぞれ５個のアクセス制御単位で構成さ
れている。初期時、各半導体メモリモジュール１４ａ〜
１４ｃの制御テーブルＣＴＬの内容は図５に示すように
なっている。尚、図中、ＣＴＬａは半導体メモリモジュ
ール１４ａ（ＭＳ）の制御テーブル部分、ＣＴＬｂは
半導体メモリモジュール１４ｂ（ＭＳ）の制御テーブ
ル部分、ＣＴＬｃは半導体メモリモジュール１４ｃ（Ｍ
Ｓ）の制御テーブル部分である。又、図中、XXXXは論
理アドレスを、MS-00は半導体メモリモジュール１４
ａ（ＭＳ）のオフセットアドレス００（図４参照）を
意味しており、他の表記も同様である。
【００２４】半導体メモリモジュール１４ｂ（ＭＳ）
にメモリエラーが発生すると、サービスアダプタＳＡの
制御でアクセス制御単位で半導体メモリモジュール１４
ｂ（ＭＳ）から予備の半導体メモリモジュール１６に
コピーが行われる。図６に示すように、コピー処理が進
行して、第１、第２の制御単位，のコピーが終了
し、第３の制御単位のコピーは他のモジュールにより
使用中のため行えず、現在第４の制御単位をコピー中
で、最後の制御単位をまだコピーしてないとすると、そ
の時点で制御テーブルＣＴＬの内容は図７に示すように
なる。すなわち、コピーが完了した制御単位（範囲）
の物理アドレスはコピー先の半導体メモリモジュール
１６の物理アドレスとなる。以後、制御単位毎のコピー
が行われ、全ての制御単位のコピーが完了すれば、制御
テーブルＣＴＬの内容は図８に示すようになる。すなわ
ち、コピーが完了した全ての制御単位（範囲）の物理ア
ドレスはコピー先の物理アドレスとなる。
にメモリエラーが発生すると、サービスアダプタＳＡの
制御でアクセス制御単位で半導体メモリモジュール１４
ｂ（ＭＳ）から予備の半導体メモリモジュール１６に
コピーが行われる。図６に示すように、コピー処理が進
行して、第１、第２の制御単位，のコピーが終了
し、第３の制御単位のコピーは他のモジュールにより
使用中のため行えず、現在第４の制御単位をコピー中
で、最後の制御単位をまだコピーしてないとすると、そ
の時点で制御テーブルＣＴＬの内容は図７に示すように
なる。すなわち、コピーが完了した制御単位（範囲）
の物理アドレスはコピー先の半導体メモリモジュール
１６の物理アドレスとなる。以後、制御単位毎のコピー
が行われ、全ての制御単位のコピーが完了すれば、制御
テーブルＣＴＬの内容は図８に示すようになる。すなわ
ち、コピーが完了した全ての制御単位（範囲）の物理ア
ドレスはコピー先の物理アドレスとなる。
【００２５】(a-3) 本発明の半導体メモリモジュールの
交換制御処理 ・コピー処理 図９及び図１０は半導体メモリモジュールの記憶内容を
予備の半導体メモリモジュールにコピーするためのコピ
ー処理のフロー図である。保守パネル（ＰＮＬ）１５か
らの指示により、あるいはエラー検出管理により、サー
ビスアダプタ（ＳＡ）１３ｃはメモリエラー発生の半導
体メモリモジュール（半導体メモリモジュール１４ｂと
する）を認識する（ステップ１０１）。尚、サービスア
ダプタＳＡは常時各メモリモジュールから１アドレスづ
つ順次データを読み出してメモリエラーが発生していな
いか監視している（パトロール）。１ビットエラーは元
のデータに復元できるため、直ちにメモリエラー発生と
しないが設定値以上の１ビットエラーを検出した時メモ
リエラー発生と認定する。又、２ビットエラーはメモリ
インターフェースアダプタ（ＥＳＰ)１７よりサービス
アダプタＳＡに通知される。
交換制御処理 ・コピー処理 図９及び図１０は半導体メモリモジュールの記憶内容を
予備の半導体メモリモジュールにコピーするためのコピ
ー処理のフロー図である。保守パネル（ＰＮＬ）１５か
らの指示により、あるいはエラー検出管理により、サー
ビスアダプタ（ＳＡ）１３ｃはメモリエラー発生の半導
体メモリモジュール（半導体メモリモジュール１４ｂと
する）を認識する（ステップ１０１）。尚、サービスア
ダプタＳＡは常時各メモリモジュールから１アドレスづ
つ順次データを読み出してメモリエラーが発生していな
いか監視している（パトロール）。１ビットエラーは元
のデータに復元できるため、直ちにメモリエラー発生と
しないが設定値以上の１ビットエラーを検出した時メモ
リエラー発生と認定する。又、２ビットエラーはメモリ
インターフェースアダプタ（ＥＳＰ)１７よりサービス
アダプタＳＡに通知される。
【００２６】サービスアダプタＳＡはメモリエラー発生
の半導体メモリモジュールを認識すると、リソースマネ
ージャ（ＲＭ）１３ｂに予備の半導体メモリモジュール
（ＨＳ）１６の使用許可を要求する（ステップ１０
２）。これは予備の半導体メモリモジュールＨＳが他の
半導体メモリモジュールＭＳの交換作業に使用されてい
ないことを確認するためのものである。例えば、半導体
ディスク制御装置１３が二重化されている場合におい
て、他方のサービスアダプタＳＡが交換作業を行ってい
る場合があるからである。リソースマネージャＲＭは半
導体メモリモジュールＨＳが使用中の場合にはサービス
アダプタＳＡに不許可通知を出す（ステップ１０３，１
０４）。これにより、サービスアダプタＳＡは、使用許
可になる迄待つ。一方、半導体メモリモジュールＨＳが
使用中でなければ、リソースマネージャＲＭは使用許可
をサービスアダプタＳＡに通知し、内蔵の排他制御テー
ブルＥＣＴに「半導体メモリモジュールＨＳが使用中に
なったこと」を記入する（ステップ１０５）。ついで、
サービスアダプタＳＡはリソースマネージャＲＭにエラ
ー発生の半導体メモリモジュールの第１番目のアクセス
制御単位部分の使用許可を要求する（ステップ１０
６）。
の半導体メモリモジュールを認識すると、リソースマネ
ージャ（ＲＭ）１３ｂに予備の半導体メモリモジュール
（ＨＳ）１６の使用許可を要求する（ステップ１０
２）。これは予備の半導体メモリモジュールＨＳが他の
半導体メモリモジュールＭＳの交換作業に使用されてい
ないことを確認するためのものである。例えば、半導体
ディスク制御装置１３が二重化されている場合におい
て、他方のサービスアダプタＳＡが交換作業を行ってい
る場合があるからである。リソースマネージャＲＭは半
導体メモリモジュールＨＳが使用中の場合にはサービス
アダプタＳＡに不許可通知を出す（ステップ１０３，１
０４）。これにより、サービスアダプタＳＡは、使用許
可になる迄待つ。一方、半導体メモリモジュールＨＳが
使用中でなければ、リソースマネージャＲＭは使用許可
をサービスアダプタＳＡに通知し、内蔵の排他制御テー
ブルＥＣＴに「半導体メモリモジュールＨＳが使用中に
なったこと」を記入する（ステップ１０５）。ついで、
サービスアダプタＳＡはリソースマネージャＲＭにエラ
ー発生の半導体メモリモジュールの第１番目のアクセス
制御単位部分の使用許可を要求する（ステップ１０
６）。
【００２７】使用可能であれば、リソースマネージャＲ
ＭはサービスアダプタＳＡに使用許可を通知すると共
に、排他制御テーブルＥＣＴに「第１番目のアクセス制
御単位が使用中になったこと」を記入する（ステップ１
０７，１０８）。サービスアダプタＳＡは使用許可通知
により、当該制御単位のコピーを実行する（ステップ１
０９）。コピー中にエラーが発生せず、当該アクセス制
御単位のコピーが完了すれば（ステップ１１０、１１
１）、サービスアダプタＳＡは各モジュール13a-1,13a-
2、１３ｂ等に制御テーブルＣＴＬの変更を指示する
（ステップ１１２）。すなわち、サービスアダプタＳＡ
は、制御テーブルＣＴＬｂの制御単位における物理ア
ドレスをHS-00に変更するように各モジュールに指示す
る。各モジュールは指示された通りに制御メモリＣＳの
制御テーブルＣＴＬを変更し、変更完了をサービスアダ
プタＳＡに通知する（ステップ１１３）。尚、サービス
アダプタＳＡも制御メモリＣＳの制御テーブルＣＴＬを
変更する。
ＭはサービスアダプタＳＡに使用許可を通知すると共
に、排他制御テーブルＥＣＴに「第１番目のアクセス制
御単位が使用中になったこと」を記入する（ステップ１
０７，１０８）。サービスアダプタＳＡは使用許可通知
により、当該制御単位のコピーを実行する（ステップ１
０９）。コピー中にエラーが発生せず、当該アクセス制
御単位のコピーが完了すれば（ステップ１１０、１１
１）、サービスアダプタＳＡは各モジュール13a-1,13a-
2、１３ｂ等に制御テーブルＣＴＬの変更を指示する
（ステップ１１２）。すなわち、サービスアダプタＳＡ
は、制御テーブルＣＴＬｂの制御単位における物理ア
ドレスをHS-00に変更するように各モジュールに指示す
る。各モジュールは指示された通りに制御メモリＣＳの
制御テーブルＣＴＬを変更し、変更完了をサービスアダ
プタＳＡに通知する（ステップ１１３）。尚、サービス
アダプタＳＡも制御メモリＣＳの制御テーブルＣＴＬを
変更する。
【００２８】サービスアダプタＳＡは全モジュールから
変更完了通知を受信すれば、リソースマネージャＲＭに
アクセス終了を通知する。これによりリソースマネージ
ャＲＭは、「第１番目のアクセス制御単位が不使用にな
ったこと」を記入する（ステップ１１４）。ついで、サ
ービスアダプタＳＡは半導体メモリモジュール１４ｂの
全制御単位のコピーが終了したチェックする（ステップ
１１５）。全制御単位のコピーが終了すれば、サービス
アダプタＳＡはチャネルアダプタＣＡを介して上位装置
ＣＰＵにコピー終了を通知すると共に、保守パネルＰＮ
Ｌにコピー完了を表示し（ステップ１１６）、コピー処
理を終える。コピー処理が完了すれば、保守員がメモリ
エラーを生じた半導体メモリモジュール（ＭＳ）１４ｂ
を新たな半導体メモリモジュールと交換する。一方、全
制御単位のコピーが終了していなければ、コピー対象を
コピーを終了していない別の制御単位に変更し（ステッ
プ１１７）、以後ステップ１０６以降の処理を繰り返
す。ステップ１０７において、第１番目のアクセス制御
単位が使用中である場合には、リソースマネージャＲＭ
はサービスアダプタＳＡに使用不許可通知を出す（ステ
ップ１１８）。これにより、サービスアダプタＳＡはス
テップ１１５に飛び、以降の処理を繰り返す。
変更完了通知を受信すれば、リソースマネージャＲＭに
アクセス終了を通知する。これによりリソースマネージ
ャＲＭは、「第１番目のアクセス制御単位が不使用にな
ったこと」を記入する（ステップ１１４）。ついで、サ
ービスアダプタＳＡは半導体メモリモジュール１４ｂの
全制御単位のコピーが終了したチェックする（ステップ
１１５）。全制御単位のコピーが終了すれば、サービス
アダプタＳＡはチャネルアダプタＣＡを介して上位装置
ＣＰＵにコピー終了を通知すると共に、保守パネルＰＮ
Ｌにコピー完了を表示し（ステップ１１６）、コピー処
理を終える。コピー処理が完了すれば、保守員がメモリ
エラーを生じた半導体メモリモジュール（ＭＳ）１４ｂ
を新たな半導体メモリモジュールと交換する。一方、全
制御単位のコピーが終了していなければ、コピー対象を
コピーを終了していない別の制御単位に変更し（ステッ
プ１１７）、以後ステップ１０６以降の処理を繰り返
す。ステップ１０７において、第１番目のアクセス制御
単位が使用中である場合には、リソースマネージャＲＭ
はサービスアダプタＳＡに使用不許可通知を出す（ステ
ップ１１８）。これにより、サービスアダプタＳＡはス
テップ１１５に飛び、以降の処理を繰り返す。
【００２９】又、ステップ１１０において、コピー時に
所定トラックにおいてエラーが発生すれば、サービスア
ダプタＳＡはチャネルアダプタＣＡを介して上位装置Ｃ
ＰＵにエラー発生を通知すると共に（ステップ１１
９）、コピー管理テーブルＣＣＴの該当トラックにコピ
ー不成功（無効）を記入する（ステップ１２０）。以
後、ステップ１１１以降の処理を繰り返す。図１１はコ
ピーの成功／不成功を示すコピー管理テーブルＣＣＴの
説明図であり、制御単位（半導体メモリモジュール１
４ｂの第１アクセス制御単位）のコピー管理テーブル部
分を示している。尚、制御単位は３つのトラック１〜
３で構成されているものとしている。図１１(a)は制御
単位の全トラックのコピーがエラーを生じることなく
成功した場合であり、コピー管理テーブルＣＣＴのトラ
ック１〜３には「有効」が記入される。図１１(b)はト
ラック２のコピー時にエラーが発生した場合であり、コ
ピー管理テーブルＣＣＴのトラック２に「無効」が記入
され、トラック１、３には「有効」が記入される。尚、
コピーが不成功のトラックにデータを書き込んだ場合に
は、該トラックは「有効」に成り、コピー管理テーブル
ＣＣＴが書き替えられる。
所定トラックにおいてエラーが発生すれば、サービスア
ダプタＳＡはチャネルアダプタＣＡを介して上位装置Ｃ
ＰＵにエラー発生を通知すると共に（ステップ１１
９）、コピー管理テーブルＣＣＴの該当トラックにコピ
ー不成功（無効）を記入する（ステップ１２０）。以
後、ステップ１１１以降の処理を繰り返す。図１１はコ
ピーの成功／不成功を示すコピー管理テーブルＣＣＴの
説明図であり、制御単位（半導体メモリモジュール１
４ｂの第１アクセス制御単位）のコピー管理テーブル部
分を示している。尚、制御単位は３つのトラック１〜
３で構成されているものとしている。図１１(a)は制御
単位の全トラックのコピーがエラーを生じることなく
成功した場合であり、コピー管理テーブルＣＣＴのトラ
ック１〜３には「有効」が記入される。図１１(b)はト
ラック２のコピー時にエラーが発生した場合であり、コ
ピー管理テーブルＣＣＴのトラック２に「無効」が記入
され、トラック１、３には「有効」が記入される。尚、
コピーが不成功のトラックにデータを書き込んだ場合に
は、該トラックは「有効」に成り、コピー管理テーブル
ＣＣＴが書き替えられる。
【００３０】・半導体メモリモジュール交換後の処理 図１２は半導体メモリモジュール交換後の処理フロー図
である。コピー完了後に保守員がエラーを生じた半導体
メモリモジュールを交換すれば、サービスアダプタＳＡ
は交換完了を感知し（ステップ１３１）、以後、交換後
の半導体メモリモジュールを予備の半導体メモリモジュ
ールとする（ステップ１３２）。尚、交換完了後、保守
員の保守パネルＰＮＬからの指示により、半導体メモリ
モジュール１６を予備の半導体メモリモジュールに戻す
ように構成することもできる。又、交換完了後、自動的
に半導体メモリモジュール１６を予備の半導体メモリモ
ジュールに戻すように構成することもできる。図１３は
かかる場合の処理フロー図である。サービスアダプタＳ
Ａは半導体メモリモジュールの交換完了を感知し（ステ
ップ１４１）、前述のコピー処理と同様の手順で半導体
メモリモジュール１６の記憶データを交換後の半導体メ
モリモジュール１４ｂにコピーする（ステップ１４
２）。
である。コピー完了後に保守員がエラーを生じた半導体
メモリモジュールを交換すれば、サービスアダプタＳＡ
は交換完了を感知し（ステップ１３１）、以後、交換後
の半導体メモリモジュールを予備の半導体メモリモジュ
ールとする（ステップ１３２）。尚、交換完了後、保守
員の保守パネルＰＮＬからの指示により、半導体メモリ
モジュール１６を予備の半導体メモリモジュールに戻す
ように構成することもできる。又、交換完了後、自動的
に半導体メモリモジュール１６を予備の半導体メモリモ
ジュールに戻すように構成することもできる。図１３は
かかる場合の処理フロー図である。サービスアダプタＳ
Ａは半導体メモリモジュールの交換完了を感知し（ステ
ップ１４１）、前述のコピー処理と同様の手順で半導体
メモリモジュール１６の記憶データを交換後の半導体メ
モリモジュール１４ｂにコピーする（ステップ１４
２）。
【００３１】・コピー管理テーブルを用いたアクセス処
理 各モジュールは半導体メモリモジュールよりレコードを
読み出す場合にはコピー管理テーブルＣＣＴを参照す
る。図１４はコピー管理テーブルＣＣＴを参照したアク
セスの処理フロー図である。まず、レコード読み出し
か、書き込みかを判断し（ステップ１５１）、読み出し
の場合には、アクセス先のトラックの有効／無効をコピ
ー管理テーブルＣＣＴを参照して調べ（ステップ１５
２）、有効の場合には該レコードを読み出し（ステップ
１５３）、無効の場合にはエラー処理を行う（ステップ
１５４）。一方、書き込みの場合には、アクセス先のト
ラックが無効であれば「有効」に変更し（ステップ１５
５）、しかる後、該トラックにレコードを書き込む（ス
テップ１５６）。
理 各モジュールは半導体メモリモジュールよりレコードを
読み出す場合にはコピー管理テーブルＣＣＴを参照す
る。図１４はコピー管理テーブルＣＣＴを参照したアク
セスの処理フロー図である。まず、レコード読み出し
か、書き込みかを判断し（ステップ１５１）、読み出し
の場合には、アクセス先のトラックの有効／無効をコピ
ー管理テーブルＣＣＴを参照して調べ（ステップ１５
２）、有効の場合には該レコードを読み出し（ステップ
１５３）、無効の場合にはエラー処理を行う（ステップ
１５４）。一方、書き込みの場合には、アクセス先のト
ラックが無効であれば「有効」に変更し（ステップ１５
５）、しかる後、該トラックにレコードを書き込む（ス
テップ１５６）。
【００３２】以上のように、予備の半導体メモリモジュ
ールを追加するだけで、メモリエラーが生じた半導体メ
モリモジュールの記憶内容を無停止で退避することがで
き、大がかりな保守装置を必要としない。また、半導体
メモリモジュールをアクセス制御単位に細分化し、該ア
クセス制御単位でコピーを行うため、該制御単位で排他
制御を行うことができ、コピー中であっても上位装置は
コピー対象でない他のアクセス制御単位部分にアクセス
することができ、上位装置のアクセスに悪影響を与える
ことがない。又、アクセス制御単位のコピーが完了する
毎にサービスアダプタＳＡは、チャネルアダプタＣＡ等
に設けられている制御テーブルＣＴＬにおける物理アド
レスをコピー先の物理アドレスに変更するため、アクセ
ス制御単位のコピー完了後、該アクセス制御単位につい
ては直ちにコピー先（予備の半導体メモリモジュール）
にアクセスすることができる。更に、アクセス制御単位
毎にコピーが正常に完了したか否かを管理するコピー管
理テーブルを設け、チャネルアダプタＣＡ等のモジュー
ルはデータリード時に該コピー管理テーブルを参照し、
アクセス対象である領域（トラック）が正常の場合には
アクセスし、異常の場合にはアクセスせずエラーとす
る。この結果、コピー時にコピーエラーが発生しても誤
ったデータを読み取って処理することがなく、誤動作を
防止できる。
ールを追加するだけで、メモリエラーが生じた半導体メ
モリモジュールの記憶内容を無停止で退避することがで
き、大がかりな保守装置を必要としない。また、半導体
メモリモジュールをアクセス制御単位に細分化し、該ア
クセス制御単位でコピーを行うため、該制御単位で排他
制御を行うことができ、コピー中であっても上位装置は
コピー対象でない他のアクセス制御単位部分にアクセス
することができ、上位装置のアクセスに悪影響を与える
ことがない。又、アクセス制御単位のコピーが完了する
毎にサービスアダプタＳＡは、チャネルアダプタＣＡ等
に設けられている制御テーブルＣＴＬにおける物理アド
レスをコピー先の物理アドレスに変更するため、アクセ
ス制御単位のコピー完了後、該アクセス制御単位につい
ては直ちにコピー先（予備の半導体メモリモジュール）
にアクセスすることができる。更に、アクセス制御単位
毎にコピーが正常に完了したか否かを管理するコピー管
理テーブルを設け、チャネルアダプタＣＡ等のモジュー
ルはデータリード時に該コピー管理テーブルを参照し、
アクセス対象である領域（トラック）が正常の場合には
アクセスし、異常の場合にはアクセスせずエラーとす
る。この結果、コピー時にコピーエラーが発生しても誤
ったデータを読み取って処理することがなく、誤動作を
防止できる。
【００３３】(a-4) 本発明の半導体メモリの第２の交換
制御の概略 以上は制御テーブルＣＴＬが図２に示す構成を備えてい
る場合である。制御テーブルＣＴＬは図１５に示すよう
に構成することもできる。この制御テーブルＣＴＬは、
各半導体メモリモジュールの範囲（アクセス制御単位）
毎に、論理アドレス（ＣＣＨＨ）と、半導体ディス
クのオリジナルな物理アドレスと、コピー先の物理ア
ドレスを記入する欄を備えている。論理アドレスはＣＰ
Ｕ等より指定されるアドレス（例えば磁気ディスクのデ
ータアドレスで指定される場合は、シリンダ／ヘッド番
号ＣＣＨＨ）、オリジナルな物理アドレスは半導体ディ
スク装置内部で半導体メモリモジュールをアクセスする
実アドレスである。通常は、論理アドレスに対応させて
オリジナルな物理アドレスのみが対応付けされており、
コピー先の物理アドレスは無効（マークを付けるなどし
て制御）となっている。
制御の概略 以上は制御テーブルＣＴＬが図２に示す構成を備えてい
る場合である。制御テーブルＣＴＬは図１５に示すよう
に構成することもできる。この制御テーブルＣＴＬは、
各半導体メモリモジュールの範囲（アクセス制御単位）
毎に、論理アドレス（ＣＣＨＨ）と、半導体ディス
クのオリジナルな物理アドレスと、コピー先の物理ア
ドレスを記入する欄を備えている。論理アドレスはＣＰ
Ｕ等より指定されるアドレス（例えば磁気ディスクのデ
ータアドレスで指定される場合は、シリンダ／ヘッド番
号ＣＣＨＨ）、オリジナルな物理アドレスは半導体ディ
スク装置内部で半導体メモリモジュールをアクセスする
実アドレスである。通常は、論理アドレスに対応させて
オリジナルな物理アドレスのみが対応付けされており、
コピー先の物理アドレスは無効（マークを付けるなどし
て制御）となっている。
【００３４】半導体ディスク１４は、図４に示すように
３枚の半導体メモリモジュール（ＭＳ〜ＭＳ）１４
ａ〜１４ｃと、１枚の予備の半導体メモリモジュール
（ＨＳ）１６で構成され、それぞれ５個のアクセス制御
単位で構成されているものとする。初期時、各半導体メ
モリモジュール１４ａ〜１４ｃの制御テーブルＣＴＬの
内容は図１６に示すようになっている。尚、図中、ＣＴ
Ｌａは半導体メモリモジュール１４ａ（ＭＳ）の制御
テーブル部分、ＣＴＬｂは半導体メモリモジュール１４
ｂ（ＭＳ）の制御テーブル部分、ＣＴＬｃは半導体メ
モリモジュール１４ｃ（ＭＳ）の制御テーブル部分で
ある。又、図中、XXXXは論理アドレスを、MS-00は半
導体メモリモジュール１４ａ（ＭＳ）のオフセットア
ドレス００を意味しており、他の表記も同様である。
３枚の半導体メモリモジュール（ＭＳ〜ＭＳ）１４
ａ〜１４ｃと、１枚の予備の半導体メモリモジュール
（ＨＳ）１６で構成され、それぞれ５個のアクセス制御
単位で構成されているものとする。初期時、各半導体メ
モリモジュール１４ａ〜１４ｃの制御テーブルＣＴＬの
内容は図１６に示すようになっている。尚、図中、ＣＴ
Ｌａは半導体メモリモジュール１４ａ（ＭＳ）の制御
テーブル部分、ＣＴＬｂは半導体メモリモジュール１４
ｂ（ＭＳ）の制御テーブル部分、ＣＴＬｃは半導体メ
モリモジュール１４ｃ（ＭＳ）の制御テーブル部分で
ある。又、図中、XXXXは論理アドレスを、MS-00は半
導体メモリモジュール１４ａ（ＭＳ）のオフセットア
ドレス００を意味しており、他の表記も同様である。
【００３５】半導体メモリモジュール１４ｂ（ＭＳ）
にメモリエラーが発生すると、サービスアダプタＳＡの
制御でアクセス制御単位で半導体メモリモジュール１４
ｂ（ＭＳ）から予備の半導体メモリモジュール１６に
コピーが行われる。この場合、コピーに先だって、サー
ビスアダプタＳＡは各モジュールに対し制御テーブルの
変更を指示する。すなわち、エラーを生じた半導体メモ
リモジュール１４ｂの各論理アドレスに、元の物理ア
ドレスとコピー先の物理アドレスとがそれぞれ対応す
るように制御テーブルの変更を指示する。これにより、
各モジュールの制御テーブルＣＴＬは図１７に示すよう
に変更される。又、サービスアダプタＳＡは、チャネル
アダプタＣＡ等のモジュールに対して、半導体メモリモ
ジュール１４ｂへのアクセスに際してフォーキング処理
を行うように指示する。フォーキング処理とは、図１８
に示すように、データ読み出しはオリジナルな物理アド
レスが指示するエリアからデータを読み出し、データ書
き込みは、オリジナルな物理アドレスとコピー先の物理
アドレスが示す２つの記憶エリアに書き込む処理であ
る。
にメモリエラーが発生すると、サービスアダプタＳＡの
制御でアクセス制御単位で半導体メモリモジュール１４
ｂ（ＭＳ）から予備の半導体メモリモジュール１６に
コピーが行われる。この場合、コピーに先だって、サー
ビスアダプタＳＡは各モジュールに対し制御テーブルの
変更を指示する。すなわち、エラーを生じた半導体メモ
リモジュール１４ｂの各論理アドレスに、元の物理ア
ドレスとコピー先の物理アドレスとがそれぞれ対応す
るように制御テーブルの変更を指示する。これにより、
各モジュールの制御テーブルＣＴＬは図１７に示すよう
に変更される。又、サービスアダプタＳＡは、チャネル
アダプタＣＡ等のモジュールに対して、半導体メモリモ
ジュール１４ｂへのアクセスに際してフォーキング処理
を行うように指示する。フォーキング処理とは、図１８
に示すように、データ読み出しはオリジナルな物理アド
レスが指示するエリアからデータを読み出し、データ書
き込みは、オリジナルな物理アドレスとコピー先の物理
アドレスが示す２つの記憶エリアに書き込む処理であ
る。
【００３６】以後、図１９に示すようにアクセス制御単
位のコピーを行う。サービスアダプタＳＡは半導体メモ
リモジュール１４ｂの全アクセス制御単位のコピーが終
了すれば、各モジュールに制御テーブルＣＴＬのオリジ
ナルな物理アドレスとコピー先の物理アドレスの交換を
指示する。これにより、各モジュールの制御テーブルＣ
ＴＬは図２０に示すように変更される。以後、サービス
アダプタＳＡは、各モジュールに対してフォーキング処
理の終了を通知すると共に、コピー先の物理アドレス記
入欄のアドレスを無効にするように指示してコピー処理
を終了する。この結果、各モジュールの制御テーブルＣ
ＴＬは図２１に示すようになり、オリジナルな物理アド
レスはコピー先の物理アドレスとなる。
位のコピーを行う。サービスアダプタＳＡは半導体メモ
リモジュール１４ｂの全アクセス制御単位のコピーが終
了すれば、各モジュールに制御テーブルＣＴＬのオリジ
ナルな物理アドレスとコピー先の物理アドレスの交換を
指示する。これにより、各モジュールの制御テーブルＣ
ＴＬは図２０に示すように変更される。以後、サービス
アダプタＳＡは、各モジュールに対してフォーキング処
理の終了を通知すると共に、コピー先の物理アドレス記
入欄のアドレスを無効にするように指示してコピー処理
を終了する。この結果、各モジュールの制御テーブルＣ
ＴＬは図２１に示すようになり、オリジナルな物理アド
レスはコピー先の物理アドレスとなる。
【００３７】(a-5) 本発明の半導体メモリモジュールの
交換制御 ・コピー処理 図２２及び図２３は半導体メモリモジュールの記憶内容
を予備の半導体メモリモジュールにコピーするためのコ
ピー処理のフロー図である。尚、制御テーブルＣＴＬは
図１６に示すように構成されているものとする。保守パ
ネル（ＰＮＬ）１５からの指示により、あるいはエラー
管理により、サービスアダプタ（ＳＡ）１３ｃはメモリ
エラー発生の半導体メモリモジュール（半導体メモリモ
ジュール１４ｂとする）を認識する（ステップ２０
１）。サービスアダプタＳＡはメモリエラー発生の半導
体メモリモジュールを認識すると、リソースマネージャ
（ＲＭ）１３ｂに予備の半導体メモリモジュール（Ｈ
Ｓ）１６の使用許可を要求する（ステップ２０２）。リ
ソースマネージャＲＭは半導体メモリモジュールＨＳが
使用中の場合にはサービスアダプタＳＡに不許可通知を
出す（ステップ２０３，２０４）。これにより、サービ
スアダプタＳＡは、使用許可になる迄待つ。一方、半導
体メモリモジュールＨＳが使用中でなければ、リソース
マネージャＲＭは使用許可をサービスアダプタＳＡに通
知し、内蔵の排他制御テーブルＥＣＴに「半導体メモリ
モジュールＨＳが使用中になったこと」を記入する（ス
テップ２０５）。
交換制御 ・コピー処理 図２２及び図２３は半導体メモリモジュールの記憶内容
を予備の半導体メモリモジュールにコピーするためのコ
ピー処理のフロー図である。尚、制御テーブルＣＴＬは
図１６に示すように構成されているものとする。保守パ
ネル（ＰＮＬ）１５からの指示により、あるいはエラー
管理により、サービスアダプタ（ＳＡ）１３ｃはメモリ
エラー発生の半導体メモリモジュール（半導体メモリモ
ジュール１４ｂとする）を認識する（ステップ２０
１）。サービスアダプタＳＡはメモリエラー発生の半導
体メモリモジュールを認識すると、リソースマネージャ
（ＲＭ）１３ｂに予備の半導体メモリモジュール（Ｈ
Ｓ）１６の使用許可を要求する（ステップ２０２）。リ
ソースマネージャＲＭは半導体メモリモジュールＨＳが
使用中の場合にはサービスアダプタＳＡに不許可通知を
出す（ステップ２０３，２０４）。これにより、サービ
スアダプタＳＡは、使用許可になる迄待つ。一方、半導
体メモリモジュールＨＳが使用中でなければ、リソース
マネージャＲＭは使用許可をサービスアダプタＳＡに通
知し、内蔵の排他制御テーブルＥＣＴに「半導体メモリ
モジュールＨＳが使用中になったこと」を記入する（ス
テップ２０５）。
【００３８】ついで、サービスアダプタＳＡはチャネル
アダプタＣＡ等の各モジュールに半導体メモリモジュー
ル１４ｂの交換開始及びフォーキング処理開始を指示す
る（ステップ２０６）。又、サービスアダプタＳＡは各
モジュールに対し制御テーブルの変更を指示する。これ
により、各モジュールは指示された通りに制御テーブル
ＣＴＬを変更し（図１７参照）、変更終了をサービスア
ダプタＳＡに通知する（ステップ２０７）。各モジュー
ルから制御テーブルの変更終了が通知されると、サービ
スアダプタＳＡはリソースマネージャＲＭにエラー発生
の半導体メモリモジュールの第１番目のアクセス制御単
位の使用許可を要求する（ステップ２０８）。
アダプタＣＡ等の各モジュールに半導体メモリモジュー
ル１４ｂの交換開始及びフォーキング処理開始を指示す
る（ステップ２０６）。又、サービスアダプタＳＡは各
モジュールに対し制御テーブルの変更を指示する。これ
により、各モジュールは指示された通りに制御テーブル
ＣＴＬを変更し（図１７参照）、変更終了をサービスア
ダプタＳＡに通知する（ステップ２０７）。各モジュー
ルから制御テーブルの変更終了が通知されると、サービ
スアダプタＳＡはリソースマネージャＲＭにエラー発生
の半導体メモリモジュールの第１番目のアクセス制御単
位の使用許可を要求する（ステップ２０８）。
【００３９】使用可能であれば、リソースマネージャＲ
ＭはサービスアダプタＳＡに使用許可を通知すると共
に、排他制御テーブルＥＣＴに「第１番目のアクセス制
御単位が使用中になったこと」を記入する（ステップ２
０９，２１０）。サービスアダプタＳＡは使用許可通知
により、当該制御単位のコピーを実行する（ステップ２
１１）。コピー中にエラーが発生せず、当該アクセス制
御単位のコピーが完了すれば（ステップ２１２，２１
３）、サービスアダプタＳＡはリソースマネージャＲＭ
にアクセス終了を通知する。これによりリソースマネー
ジャＲＭは、「第１番目のアクセス制御単位が不使用に
なったこと」を記入する（ステップ２１４）。ついで、
サービスアダプタＳＡは半導体メモリモジュール１４ｂ
の全制御単位のコピーが終了したチェックする（ステッ
プ２１５）。全制御単位のコピーが終了していなけれ
ば、コピー対象をコピーを終了していない別の制御単位
に変更し（ステップ２１６）、以後ステップ２０８以降
の処理を繰り返す。ステップ２０９において、第１番目
のアクセス制御単位が使用中である場合には、リソース
マネージャＲＭはサービスアダプタＳＡに使用不許可通
知を出す（ステップ２１７）。これにより、サービスア
ダプタＳＡはステップ２１５に飛び、以降の処理を繰り
返す。
ＭはサービスアダプタＳＡに使用許可を通知すると共
に、排他制御テーブルＥＣＴに「第１番目のアクセス制
御単位が使用中になったこと」を記入する（ステップ２
０９，２１０）。サービスアダプタＳＡは使用許可通知
により、当該制御単位のコピーを実行する（ステップ２
１１）。コピー中にエラーが発生せず、当該アクセス制
御単位のコピーが完了すれば（ステップ２１２，２１
３）、サービスアダプタＳＡはリソースマネージャＲＭ
にアクセス終了を通知する。これによりリソースマネー
ジャＲＭは、「第１番目のアクセス制御単位が不使用に
なったこと」を記入する（ステップ２１４）。ついで、
サービスアダプタＳＡは半導体メモリモジュール１４ｂ
の全制御単位のコピーが終了したチェックする（ステッ
プ２１５）。全制御単位のコピーが終了していなけれ
ば、コピー対象をコピーを終了していない別の制御単位
に変更し（ステップ２１６）、以後ステップ２０８以降
の処理を繰り返す。ステップ２０９において、第１番目
のアクセス制御単位が使用中である場合には、リソース
マネージャＲＭはサービスアダプタＳＡに使用不許可通
知を出す（ステップ２１７）。これにより、サービスア
ダプタＳＡはステップ２１５に飛び、以降の処理を繰り
返す。
【００４０】ステップ２１２において、コピー時に所定
トラックにおいてエラーが発生すれば、サービスアダプ
タＳＡはチャネルアダプタＣＡを介して上位装置ＣＰＵ
にエラー発生を通知すると共に（ステップ２１８）、コ
ピー管理テーブルＣＣＴの該当トラックにコピー不成功
（無効）を記入する（ステップ２１９）。以後、ステッ
プ２１３以降の処理を繰り返す。ステップ２１５におい
て、半導体メモリモジュール１４ｂの全制御単位のコピ
ーが終了した場合には、サービスアダプタＳＡは各モジ
ュール13a-1,13a-2、１３ｂ等に対して、半導体メモリ
モジュール１４ｂに関係する制御テーブル部分のオリジ
ナルな物理アドレスとコピー先の物理アドレスの交換を
指示する（ステップ２２０）。これにより、各モジュー
ルは制御テーブルＣＴＬを指示通りに変更し（図２０参
照）、変更終了をサービスアダプタＳＡに通知する（ス
テップ２２１）。ついで、サービスアダプタＳＡは、各
モジュールに対してコピー完了及びフォーキング処理の
終了を通知すると共に（ステップ２２２）、半導体メモ
リモジュール１４ｂに関係する制御テーブル部分のコピ
ー先物理アドレス欄を無効にするように指示する（ステ
ップ２２３）。各モジュールは制御テーブルＣＴＬを指
示された通りに変更する（図２１参照）。これにより、
オリジナルな物理アドレスはコピー先の物理アドレスと
なる。
トラックにおいてエラーが発生すれば、サービスアダプ
タＳＡはチャネルアダプタＣＡを介して上位装置ＣＰＵ
にエラー発生を通知すると共に（ステップ２１８）、コ
ピー管理テーブルＣＣＴの該当トラックにコピー不成功
（無効）を記入する（ステップ２１９）。以後、ステッ
プ２１３以降の処理を繰り返す。ステップ２１５におい
て、半導体メモリモジュール１４ｂの全制御単位のコピ
ーが終了した場合には、サービスアダプタＳＡは各モジ
ュール13a-1,13a-2、１３ｂ等に対して、半導体メモリ
モジュール１４ｂに関係する制御テーブル部分のオリジ
ナルな物理アドレスとコピー先の物理アドレスの交換を
指示する（ステップ２２０）。これにより、各モジュー
ルは制御テーブルＣＴＬを指示通りに変更し（図２０参
照）、変更終了をサービスアダプタＳＡに通知する（ス
テップ２２１）。ついで、サービスアダプタＳＡは、各
モジュールに対してコピー完了及びフォーキング処理の
終了を通知すると共に（ステップ２２２）、半導体メモ
リモジュール１４ｂに関係する制御テーブル部分のコピ
ー先物理アドレス欄を無効にするように指示する（ステ
ップ２２３）。各モジュールは制御テーブルＣＴＬを指
示された通りに変更する（図２１参照）。これにより、
オリジナルな物理アドレスはコピー先の物理アドレスと
なる。
【００４１】以後、サービスアダプタＳＡはチャネルア
ダプタＣＡを介して上位装置ＣＰＵにコピー終了を通知
すると共に、保守パネルＰＮＬにコピー完了を表示し
（ステップ２２４）、コピー処理を終える。コピー処理
が完了すれば、保守員がメモリエラーを生じた半導体メ
モリモジュール（ＭＳ）１４ｂを新たな半導体メモリモ
ジュールと交換する。以上のように、予備の半導体メモ
リモジュールを追加するだけで、メモリエラーが生じた
半導体メモリモジュールの記憶内容を無停止でコピーす
ることができる。又、チャネルアダプタ等のモジュール
はコピー中の半導体メモリモジュールにデータを書き込
む際、フォーキング処理に従ってオリジナルな物理アド
レスとコピー先の物理アドレスが示す２つの記憶エリア
にデータを書き込むようにしたから、第１の交換制御処
理のように制御単位のコピー完了毎に制御テーブルを変
更する必要がなく、コピーを高速に行うことができる。
ダプタＣＡを介して上位装置ＣＰＵにコピー終了を通知
すると共に、保守パネルＰＮＬにコピー完了を表示し
（ステップ２２４）、コピー処理を終える。コピー処理
が完了すれば、保守員がメモリエラーを生じた半導体メ
モリモジュール（ＭＳ）１４ｂを新たな半導体メモリモ
ジュールと交換する。以上のように、予備の半導体メモ
リモジュールを追加するだけで、メモリエラーが生じた
半導体メモリモジュールの記憶内容を無停止でコピーす
ることができる。又、チャネルアダプタ等のモジュール
はコピー中の半導体メモリモジュールにデータを書き込
む際、フォーキング処理に従ってオリジナルな物理アド
レスとコピー先の物理アドレスが示す２つの記憶エリア
にデータを書き込むようにしたから、第１の交換制御処
理のように制御単位のコピー完了毎に制御テーブルを変
更する必要がなく、コピーを高速に行うことができる。
【００４２】・コピー中の制御単位エリアにライト命令
が発生した場合の処理 コピー中の制御単位エリアに上位装置ＣＰＵからライト
命令が発生する場合がある。かかる場合には、ライト命
令をコピーが完了するまで待たせることもできるが上位
装置のアクセス速度が低下する。そこで、ライト命令を
優先してコピーを一時停止させるように制御する。図２
４はかかるコピー中の制御単位エリアにライト命令が発
生した場合の処理の流れ図である。上位装置ＣＰＵより
ライト命令がチャネルアダプタＣＡに発行されると（ス
テップ２５１）、チャネルアダプタはアクセス制御単位
についてリソースマネージャＲＭにアクセス許可を要求
する（ステップ２５２）。リソースマネージャは、該ア
クセス制御単位がコピー中であるか調べ、コピー中でな
ければチャネルアダプタＣＡにアクセス許可を通知する
（ステップ２５３、２５４）。これにより、チャネルア
ダプタＣＡはライトコマンドをフォーキング処理に従っ
て実行する。
が発生した場合の処理 コピー中の制御単位エリアに上位装置ＣＰＵからライト
命令が発生する場合がある。かかる場合には、ライト命
令をコピーが完了するまで待たせることもできるが上位
装置のアクセス速度が低下する。そこで、ライト命令を
優先してコピーを一時停止させるように制御する。図２
４はかかるコピー中の制御単位エリアにライト命令が発
生した場合の処理の流れ図である。上位装置ＣＰＵより
ライト命令がチャネルアダプタＣＡに発行されると（ス
テップ２５１）、チャネルアダプタはアクセス制御単位
についてリソースマネージャＲＭにアクセス許可を要求
する（ステップ２５２）。リソースマネージャは、該ア
クセス制御単位がコピー中であるか調べ、コピー中でな
ければチャネルアダプタＣＡにアクセス許可を通知する
（ステップ２５３、２５４）。これにより、チャネルア
ダプタＣＡはライトコマンドをフォーキング処理に従っ
て実行する。
【００４３】一方、コピー中の場合には、リソースマネ
ージャ２５５はサービスアダプタＳＡにコピー中の制御
単位エリアに上位装置よりライトコマンドが発生したこ
とを通知する（ステップ２５５）。これにより、サービ
スアダプタＳＡはコピーを停止する（ステップ２５
６）。ついで、リソースマネージャＲＭはチャネルアダ
プタＣＡにアクセスを許可し（ステップ２５７）、チャ
ネルアダプタＣＡはライトコマンドをフォーキング処理
に従って実行する。チャネルアダプタＣＡによる書き込
みが完了すれば（ステップ２５８）、サービスアダプタ
ＳＡは前記書き込みのアクセス単位(トラック数＝Ａw)
とコピーのアクセス単位(トラック数＝Ａcで例えばＡc
＝１）の大小を比較する（ステップ２５９）。Ａw≧Ａc
の場合には、サービスアダプタＳＡは書き込みコマンド
のアクセス単位についてコピーが完了したものとみなし
（ステップ２６０）、以後残りの部分についてコピーを
再開する。
ージャ２５５はサービスアダプタＳＡにコピー中の制御
単位エリアに上位装置よりライトコマンドが発生したこ
とを通知する（ステップ２５５）。これにより、サービ
スアダプタＳＡはコピーを停止する（ステップ２５
６）。ついで、リソースマネージャＲＭはチャネルアダ
プタＣＡにアクセスを許可し（ステップ２５７）、チャ
ネルアダプタＣＡはライトコマンドをフォーキング処理
に従って実行する。チャネルアダプタＣＡによる書き込
みが完了すれば（ステップ２５８）、サービスアダプタ
ＳＡは前記書き込みのアクセス単位(トラック数＝Ａw)
とコピーのアクセス単位(トラック数＝Ａcで例えばＡc
＝１）の大小を比較する（ステップ２５９）。Ａw≧Ａc
の場合には、サービスアダプタＳＡは書き込みコマンド
のアクセス単位についてコピーが完了したものとみなし
（ステップ２６０）、以後残りの部分についてコピーを
再開する。
【００４４】一方、Ａw＜Ａcの場合には、書き込みコマ
ンドのアクセス単位を包含するコピー単位は、コピーが
完了していないものとみなして再度コピーし、あるい
は、アクセス単位以外のコピー単位部分をコピーし（ス
テップ２６１）、以後残りの部分についてコピーを再開
する。以上のように、コピーを停止して上位装置ＣＰＵ
の書き込みコマンドを実行するようにしたから上位装置
のアクセス速度は低下しない。又、アクセス単位がコピ
ー単位より大きい場合には、アクセス単位部分のコピー
は完了したものとみなせるからコピー速度を向上するこ
とができる。
ンドのアクセス単位を包含するコピー単位は、コピーが
完了していないものとみなして再度コピーし、あるい
は、アクセス単位以外のコピー単位部分をコピーし（ス
テップ２６１）、以後残りの部分についてコピーを再開
する。以上のように、コピーを停止して上位装置ＣＰＵ
の書き込みコマンドを実行するようにしたから上位装置
のアクセス速度は低下しない。又、アクセス単位がコピ
ー単位より大きい場合には、アクセス単位部分のコピー
は完了したものとみなせるからコピー速度を向上するこ
とができる。
【００４５】(a-6) 半導体ディスク装置の実際の構成 図２５は半導体ディスク装置の全体構成図であり、二重
化構成になっており、添字１を有するモジュールは第１
の半導体ディスク装置Ｇ０側のモジュールであり、添字
２を有するモジュールは第２半導体ディスク装置Ｇ１側
のモジュール、添字の無いモジュールは共通のモジュー
ルである。尚、制御記憶部ＣＳは各モジュールに内蔵さ
れている。ＣＡは上位装置のチャネルとのインターフェ
ース制御を行うチャネルアダプタであり、電気チャネ
ル、光チャネル、ＯＣリンクに対応する種々のチャネル
アダプタが適宜接続されるようになっている。ＲＭはリ
ソースマネージャであり排他制御、論理パス管理等の処
理動作を制御すると共にサブシステム全体の資源管理を
行う。ＳＡはサービスアダプタであり、自分がマスター
になり、他のユニット（モジュール）の状況を管理す
る。
化構成になっており、添字１を有するモジュールは第１
の半導体ディスク装置Ｇ０側のモジュールであり、添字
２を有するモジュールは第２半導体ディスク装置Ｇ１側
のモジュール、添字の無いモジュールは共通のモジュー
ルである。尚、制御記憶部ＣＳは各モジュールに内蔵さ
れている。ＣＡは上位装置のチャネルとのインターフェ
ース制御を行うチャネルアダプタであり、電気チャネ
ル、光チャネル、ＯＣリンクに対応する種々のチャネル
アダプタが適宜接続されるようになっている。ＲＭはリ
ソースマネージャであり排他制御、論理パス管理等の処
理動作を制御すると共にサブシステム全体の資源管理を
行う。ＳＡはサービスアダプタであり、自分がマスター
になり、他のユニット（モジュール）の状況を管理す
る。
【００４６】C-BUSは各ユニットがメッセージ通信及び
制御情報のアクセスを行う制御用バス、D-BUSは各ユニ
ットが半導体ディスクとの間でデータを授受するデータ
転送用バス、S-BUSはサービスモジュールがマスターに
なり、各ユニットの状況を管理するサービスバスであ
る。ＢＨ−１、ＢＨ−２はバスの競合制御、バスクロッ
クの分配を行うバスハンドラ、ＭＤＫはメモリ障害時に
該メモリの内容を一時的にバックアップする磁気ディス
ク装置(オプション)、ＤＡは磁気ディスク装置とのイン
ターフェース制御を行うデバイスアダプタ、ＢＡＮＫは
半導体ディスク(共用メモリ)であり、半導体メモリモジ
ュールＭＳ，ＨＳ及び予備の半導体メモリモジュールＨ
Ｓが搭載されるようになっている。ＥＳＰ１〜ＥＳＰ４
は半導体ディスクへのアクセス制御を行うポート（Exte
nded Storage Port)、ＥＳＡ１〜ＥＳＡ４はＥＳＰと半
導体メモリモジュールＭＳ間のタイミング制御や、メモ
リのリフレッシュ、エラーチェックコードに基づくデー
タ修正を実行するメモリインタフェースアダプタ、ＰＡ
ＮＥＬは保守パネルである。
制御情報のアクセスを行う制御用バス、D-BUSは各ユニ
ットが半導体ディスクとの間でデータを授受するデータ
転送用バス、S-BUSはサービスモジュールがマスターに
なり、各ユニットの状況を管理するサービスバスであ
る。ＢＨ−１、ＢＨ−２はバスの競合制御、バスクロッ
クの分配を行うバスハンドラ、ＭＤＫはメモリ障害時に
該メモリの内容を一時的にバックアップする磁気ディス
ク装置(オプション)、ＤＡは磁気ディスク装置とのイン
ターフェース制御を行うデバイスアダプタ、ＢＡＮＫは
半導体ディスク(共用メモリ)であり、半導体メモリモジ
ュールＭＳ，ＨＳ及び予備の半導体メモリモジュールＨ
Ｓが搭載されるようになっている。ＥＳＰ１〜ＥＳＰ４
は半導体ディスクへのアクセス制御を行うポート（Exte
nded Storage Port)、ＥＳＡ１〜ＥＳＡ４はＥＳＰと半
導体メモリモジュールＭＳ間のタイミング制御や、メモ
リのリフレッシュ、エラーチェックコードに基づくデー
タ修正を実行するメモリインタフェースアダプタ、ＰＡ
ＮＥＬは保守パネルである。
【００４７】第１、第２半導体ディスク装置Ｇ０，Ｇ１
は中央点線を中心に対称に構成されており、上位ＣＰＵ
は対称に第１、第２半導体ディスク装置のチャネルアダ
プタＣＡ1，ＣＡ2に接続され、それぞれのポートＥＳＰ
２，ＥＳＰ３は他方のメモリアダプタＥＳＡ３，４と接
続されている。従って、一方のチャネルアダプタに障害
が生じてもＣＰＵは他方のチャネルアダプタから半導体
ディスクをアクセスすることができる。又、一方の半導
体ディスクが障害を生じても他方の半導体ディスクにア
クセスすることができ、信頼性を向上している。チャネ
ルアダプタＣＡ，リソースマネージャＲＭ、サービスア
ダプタＳＡ等のモジュールはそれぞれマイクロプロセッ
サで構成されており、おおむね図２６に示す構成を備え
ている。図において、９１はマイクロプロセッサ（ＭＰ
Ｕ）、９２はＲＡＭ構成の制御記憶部（ＣＳ）、９３は
ＲＯＭ構成の制御記憶部（ＣＳ）、９４は内部バスに接
続されたドライバ／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）、９５はバ
スインターフェースロジック（ＢＩＬ）、９６は外部イ
ンターフェースと接続されたドライバ／レシーバ（ＤＶ
／ＲＶ）、９７はバッファ又はテーブル記憶部（Ｔ
Ｓ）、９８は個別ＬＳＩ（ゲートアレイ）である。尚、
接続される外部インターフェースの数によってドライバ
／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）９６の数が異なる。
は中央点線を中心に対称に構成されており、上位ＣＰＵ
は対称に第１、第２半導体ディスク装置のチャネルアダ
プタＣＡ1，ＣＡ2に接続され、それぞれのポートＥＳＰ
２，ＥＳＰ３は他方のメモリアダプタＥＳＡ３，４と接
続されている。従って、一方のチャネルアダプタに障害
が生じてもＣＰＵは他方のチャネルアダプタから半導体
ディスクをアクセスすることができる。又、一方の半導
体ディスクが障害を生じても他方の半導体ディスクにア
クセスすることができ、信頼性を向上している。チャネ
ルアダプタＣＡ，リソースマネージャＲＭ、サービスア
ダプタＳＡ等のモジュールはそれぞれマイクロプロセッ
サで構成されており、おおむね図２６に示す構成を備え
ている。図において、９１はマイクロプロセッサ（ＭＰ
Ｕ）、９２はＲＡＭ構成の制御記憶部（ＣＳ）、９３は
ＲＯＭ構成の制御記憶部（ＣＳ）、９４は内部バスに接
続されたドライバ／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）、９５はバ
スインターフェースロジック（ＢＩＬ）、９６は外部イ
ンターフェースと接続されたドライバ／レシーバ（ＤＶ
／ＲＶ）、９７はバッファ又はテーブル記憶部（Ｔ
Ｓ）、９８は個別ＬＳＩ（ゲートアレイ）である。尚、
接続される外部インターフェースの数によってドライバ
／レシーバ（ＤＶ／ＲＶ）９６の数が異なる。
【００４８】(b) 本発明の第２の実施例 (b-1) 全体の構成 半導体ディスク装置は電源を切断するとその記憶内容が
消失する。このため、半導体ディスク装置にバックアッ
プディスク装置が接続される場合がある。図２７はバッ
クアップディスク装置を備えた半導体ディスク装置の構
成図であり、図１と同一部分には同一符号を付してい
る。11a-1はＣＰＵ（上位装置）、１２は半導体ディス
ク装置（ＳＳＤ)、１３は半導体ディスク制御装置、１
４は半導体ディスク、１５はサービスアダプタＳＡに各
種指示を出して保守を実行させるメンテナンスパネル
（ＰＮＬ）である。
消失する。このため、半導体ディスク装置にバックアッ
プディスク装置が接続される場合がある。図２７はバッ
クアップディスク装置を備えた半導体ディスク装置の構
成図であり、図１と同一部分には同一符号を付してい
る。11a-1はＣＰＵ（上位装置）、１２は半導体ディス
ク装置（ＳＳＤ)、１３は半導体ディスク制御装置、１
４は半導体ディスク、１５はサービスアダプタＳＡに各
種指示を出して保守を実行させるメンテナンスパネル
（ＰＮＬ）である。
【００４９】半導体ディスク１４は、複数のユーザデー
タ格納用の半導体メモリモジュール（ＭＳ：Main Stora
ge）１４ａ，１４ｂ，１４ｃ・・・と、半導体メモリモ
ジュールにエラーが発生した時、該半導体メモリモジュ
ールが新たな半導体メモリモジュールと交換されるまで
その代役を勤める予備の半導体メモリモジュール（Ｈ
Ｓ)１６を備えている。尚、１７はメモリインタフェー
スアダプタである。半導体ディスク制御装置１３におい
て、13a-1はチャネルアダプタ（ＣＡ）、１３ｂはリソ
ースマネージャ（ＲＭ）、１３ｃはサービスアダプタ
（ＳＡ)、１３ｄ，１３ｆ，１３ｇは各種制御テーブル
ＣＴＬやプログラムを記憶する制御記憶部（ＣＳ)であ
る。１８は電源切断時等において半導体ディスク１４に
記憶されているデータを記憶するバックアップ用の磁気
ディスク装置、１９は磁気ディスク装置１８に半導体デ
ィスク１４に記憶されているデータを退避すると共に、
退避されたデータを磁気ディスク装置より読み出して半
導体ディスク１４に復元するディスクアダプタである。
タ格納用の半導体メモリモジュール（ＭＳ：Main Stora
ge）１４ａ，１４ｂ，１４ｃ・・・と、半導体メモリモ
ジュールにエラーが発生した時、該半導体メモリモジュ
ールが新たな半導体メモリモジュールと交換されるまで
その代役を勤める予備の半導体メモリモジュール（Ｈ
Ｓ)１６を備えている。尚、１７はメモリインタフェー
スアダプタである。半導体ディスク制御装置１３におい
て、13a-1はチャネルアダプタ（ＣＡ）、１３ｂはリソ
ースマネージャ（ＲＭ）、１３ｃはサービスアダプタ
（ＳＡ)、１３ｄ，１３ｆ，１３ｇは各種制御テーブル
ＣＴＬやプログラムを記憶する制御記憶部（ＣＳ)であ
る。１８は電源切断時等において半導体ディスク１４に
記憶されているデータを記憶するバックアップ用の磁気
ディスク装置、１９は磁気ディスク装置１８に半導体デ
ィスク１４に記憶されているデータを退避すると共に、
退避されたデータを磁気ディスク装置より読み出して半
導体ディスク１４に復元するディスクアダプタである。
【００５０】(b-2) 半導体ディスクと磁気ディスクの論
理ドライブ構成 半導体ディスク１４を構成する各半導体メモリモジュー
ル（ＭＳ）１４ａ〜１４ｃはそれぞれ１枚のプリント板
で構成され、メモリバンクのスロットに挿入されてい
る。各半導体メモリモジュール（ＭＳ）１４ａ〜１４ｃ
はそれぞれ所定サイズの複数の論理ドライブに分割され
ており、上位装置ＣＰＵはStart I/O命令により所定の
論理ドライブを指定し、該論理ドライブが使用可能であ
れば該論理ドライブの所定位置にアクセスするようにな
っている。図２８は半導体ディスク１４と磁気ディスク
装置１８の論理ドライブの構成図である。半導体ディス
ク１４は２枚の半導体メモリモジュール１４ａ，１４ｂ
で構成されているものとしており、第１半導体メモリモ
ジュール１４ａは３つの論理ドライブ０〜３を備え、そ
れぞれのサイズは１０シリンダとなっている。又、第２
の半導体メモリモジュール１４ｂは１０シリンダサイズ
の２つの論理ドライブ３〜４を備えている。
理ドライブ構成 半導体ディスク１４を構成する各半導体メモリモジュー
ル（ＭＳ）１４ａ〜１４ｃはそれぞれ１枚のプリント板
で構成され、メモリバンクのスロットに挿入されてい
る。各半導体メモリモジュール（ＭＳ）１４ａ〜１４ｃ
はそれぞれ所定サイズの複数の論理ドライブに分割され
ており、上位装置ＣＰＵはStart I/O命令により所定の
論理ドライブを指定し、該論理ドライブが使用可能であ
れば該論理ドライブの所定位置にアクセスするようにな
っている。図２８は半導体ディスク１４と磁気ディスク
装置１８の論理ドライブの構成図である。半導体ディス
ク１４は２枚の半導体メモリモジュール１４ａ，１４ｂ
で構成されているものとしており、第１半導体メモリモ
ジュール１４ａは３つの論理ドライブ０〜３を備え、そ
れぞれのサイズは１０シリンダとなっている。又、第２
の半導体メモリモジュール１４ｂは１０シリンダサイズ
の２つの論理ドライブ３〜４を備えている。
【００５１】磁気ディスク装置１８における論理ドライ
ブの構成は矢印で示すように半導体ディスク１４の論理
ドライブ構成と１：１の対応関係がある。すなわち、磁
気ディスク装置１８の論理ドライブ構成と半導体ディス
ク１４の論理ドライブ構成は同一になっている。半導体
ディスク１４における論理ドライブの構成を示す第１の
構成情報テーブル２１は、論理ドライブ０〜４毎に先頭
アドレス（シリンダアドレス）及び容量（シリンダ数）
を保持しており、所定の半導体メモリモジュール（マス
ターモジュール）１４ａに格納されている。又、ディス
ク装置１８における論理ドライブの構成を示す第２の構
成情報テーブル２２は、第１の構成情報テーブル２１と
同一の構成を有し磁気ディスク装置１８に記憶されてい
る。
ブの構成は矢印で示すように半導体ディスク１４の論理
ドライブ構成と１：１の対応関係がある。すなわち、磁
気ディスク装置１８の論理ドライブ構成と半導体ディス
ク１４の論理ドライブ構成は同一になっている。半導体
ディスク１４における論理ドライブの構成を示す第１の
構成情報テーブル２１は、論理ドライブ０〜４毎に先頭
アドレス（シリンダアドレス）及び容量（シリンダ数）
を保持しており、所定の半導体メモリモジュール（マス
ターモジュール）１４ａに格納されている。又、ディス
ク装置１８における論理ドライブの構成を示す第２の構
成情報テーブル２２は、第１の構成情報テーブル２１と
同一の構成を有し磁気ディスク装置１８に記憶されてい
る。
【００５２】半導体ディスク１４に記憶されているデー
タを磁気ディスク装置１８に退避させる場合には、ディ
スクアダプタ（ＤＡ）１９は第１、第２の構成情報テー
ブル２１，２２を読み取る。ついで、該第１の構成情報
テーブル２１を参照して第ｉ論理ドライブ（ｉ＝０〜
４）のデータを半導体ディスク１４より読み取り、該デ
ータを第２の構成情報テーブル２２を参照して磁気ディ
スク装置１８の第ｉ論理ドライブ（ｉ＝０〜４）に格納
する。又、磁気ディスク装置１８に退避されているデー
タを半導体ディスク１４に復元させる場合には、ディス
クアダプタ（ＤＡ）１９は第１、第２の構成情報テーブ
ル２１，２２を読み取る。ついで、該第２の構成情報テ
ーブル２２を参照して第ｉ論理ドライブ（ｉ＝０〜４）
のデータを磁気ディスク１８より読み取り、該データを
第１の構成情報テーブル２１を参照して半導体ディスク
１４の第ｉ論理ドライブ（ｉ＝０〜４）に格納する。
タを磁気ディスク装置１８に退避させる場合には、ディ
スクアダプタ（ＤＡ）１９は第１、第２の構成情報テー
ブル２１，２２を読み取る。ついで、該第１の構成情報
テーブル２１を参照して第ｉ論理ドライブ（ｉ＝０〜
４）のデータを半導体ディスク１４より読み取り、該デ
ータを第２の構成情報テーブル２２を参照して磁気ディ
スク装置１８の第ｉ論理ドライブ（ｉ＝０〜４）に格納
する。又、磁気ディスク装置１８に退避されているデー
タを半導体ディスク１４に復元させる場合には、ディス
クアダプタ（ＤＡ）１９は第１、第２の構成情報テーブ
ル２１，２２を読み取る。ついで、該第２の構成情報テ
ーブル２２を参照して第ｉ論理ドライブ（ｉ＝０〜４）
のデータを磁気ディスク１８より読み取り、該データを
第１の構成情報テーブル２１を参照して半導体ディスク
１４の第ｉ論理ドライブ（ｉ＝０〜４）に格納する。
【００５３】(b-3) 半導体ディスク１４の論理ドライブ
構成を変更した場合の問題点 ところで、半導体ディスク１４のデータを磁気ディスク
装置１８に退避した後に、半導体ディスク１４の論理ド
ライブ構成を変更したい場合がある。図２９は論理ドラ
イブ構成の変更説明図であり、(a)は変更前の構成、(b)
は変更後の構成であり、論理ドライブ０のサイズを１０
シリンダから２０シリンダに増加し、論理ドライブ１〜
論理ドライブ４の先頭アドレスを変更した場合である。
半導体ディスク１４の構成を前記のように変更すると、
従来装置では半導体ディスク１４と磁気ディスク１８の
第１、第２の構成情報テーブル２１、２２は図３０に示
すようになる。この結果、磁気ディスク１８に退避され
ているデータを半導体ディスク１４に復元すると、矢印
に示すように復元され、正しくデータの復元ができなく
なる。すなわち、磁気ディスク１８に退避されている論
理ドライブ０、１のデータ（点線で囲んである）が半導
体ディスク１４の論理ドブ０に復元され、論理ドライブ
２のデータが論理ドライブ１に復元され、論理ドライブ
３のデータが論理ドライブ２に復元され、論理ドライブ
４のデータが論理ドライブ３に復元されてしまう。この
結果、退避したデータを使用できなくなる。以上は、論
理ドライブのサイズを変更した場合であるが、図３１に
示すように論理ドライブの配置を変更した場合も同様の
問題点が生じる。
構成を変更した場合の問題点 ところで、半導体ディスク１４のデータを磁気ディスク
装置１８に退避した後に、半導体ディスク１４の論理ド
ライブ構成を変更したい場合がある。図２９は論理ドラ
イブ構成の変更説明図であり、(a)は変更前の構成、(b)
は変更後の構成であり、論理ドライブ０のサイズを１０
シリンダから２０シリンダに増加し、論理ドライブ１〜
論理ドライブ４の先頭アドレスを変更した場合である。
半導体ディスク１４の構成を前記のように変更すると、
従来装置では半導体ディスク１４と磁気ディスク１８の
第１、第２の構成情報テーブル２１、２２は図３０に示
すようになる。この結果、磁気ディスク１８に退避され
ているデータを半導体ディスク１４に復元すると、矢印
に示すように復元され、正しくデータの復元ができなく
なる。すなわち、磁気ディスク１８に退避されている論
理ドライブ０、１のデータ（点線で囲んである）が半導
体ディスク１４の論理ドブ０に復元され、論理ドライブ
２のデータが論理ドライブ１に復元され、論理ドライブ
３のデータが論理ドライブ２に復元され、論理ドライブ
４のデータが論理ドライブ３に復元されてしまう。この
結果、退避したデータを使用できなくなる。以上は、論
理ドライブのサイズを変更した場合であるが、図３１に
示すように論理ドライブの配置を変更した場合も同様の
問題点が生じる。
【００５４】(b-4) 本発明の復元処理の概略 図３２はデータ退避後に半導体ディスク１４の論理ドラ
イブ構成を変更した場合における本発明の復元処理の概
略説明図である。１４は半導体ディスク、１８は磁気デ
ィスク装置１９はディスクアダプタである。半導体ディ
スクディスク１４において、２０はユーザデータ格納領
域、２１は半導体ディスクの論理ドライブ構成を保持す
る第１構成情報テーブル、２３は後述するアドレス変換
テーブルである。磁気ディスク装置１８において、２２
は磁気ディスクの論理ドライブ構成を保持する第２構成
情報テーブル、２４はユーザデータ格納領域である。半
導体ディスク１４及び磁気ディスク１８は初期時に図２
８に示す構成を備えている。半導体ディスク１４のデー
タを磁気ディスク１８に退避した後、保守パネル（ＰＮ
Ｌ）１５からの指示により半導体ディスク１４の構成を
図２９(b)に示すように変更する。この結果、半導体デ
ィスク１４の第１の構成情報テーブル２１は図３０に示
すようになる。
イブ構成を変更した場合における本発明の復元処理の概
略説明図である。１４は半導体ディスク、１８は磁気デ
ィスク装置１９はディスクアダプタである。半導体ディ
スクディスク１４において、２０はユーザデータ格納領
域、２１は半導体ディスクの論理ドライブ構成を保持す
る第１構成情報テーブル、２３は後述するアドレス変換
テーブルである。磁気ディスク装置１８において、２２
は磁気ディスクの論理ドライブ構成を保持する第２構成
情報テーブル、２４はユーザデータ格納領域である。半
導体ディスク１４及び磁気ディスク１８は初期時に図２
８に示す構成を備えている。半導体ディスク１４のデー
タを磁気ディスク１８に退避した後、保守パネル（ＰＮ
Ｌ）１５からの指示により半導体ディスク１４の構成を
図２９(b)に示すように変更する。この結果、半導体デ
ィスク１４の第１の構成情報テーブル２１は図３０に示
すようになる。
【００５５】ついで、保守パネルＰＮＬより復元が指示
されると、ディスクアダプタ（ＤＡ）１９は、半導体デ
ィスク１４及び磁気ディスク１８より第１、第２の構成
情報テーブル２１、２２を読み取り、これら第１，第２
の構成情報テーブル２１，２２を用いて、論理ドライブ
毎にディスクアドレスを半導体メモリのアドレスに変換
するためのアドレス変換テーブル２３（図３３参照）を
作成する。このアドレス変換テーブル２３は論理ドライ
ブ毎に半導体ディスク１４の先頭アドレス、シリンダ
数、及び磁気ディスク１８の先頭アドレス、シリンダ
数を持たせたものである。しかる後、ディスクアダプタ
ＤＡは図３４に示すようにアドレス変換テーブル２３を
参照して第ｉ論理ドライブ（ｉ＝０〜４）のデータを磁
気ディスク１８より読み取り、該データをアドレス変換
テーブル２３が指示する半導体ディスク１４の第ｉ論理
ドライブ（ｉ＝０〜４）に格納する。以上により、磁気
ディスク１８に退避してある各論理ドライブのデータを
構成変更後の論理ドライブに復元でき、該データを使用
することができる。復元完了後に、磁気ディスク装置１
８の第２の構成情報テーブル２２を半導体ディスク１４
の第１の構成情報テーブル２１に一致させる。
されると、ディスクアダプタ（ＤＡ）１９は、半導体デ
ィスク１４及び磁気ディスク１８より第１、第２の構成
情報テーブル２１、２２を読み取り、これら第１，第２
の構成情報テーブル２１，２２を用いて、論理ドライブ
毎にディスクアドレスを半導体メモリのアドレスに変換
するためのアドレス変換テーブル２３（図３３参照）を
作成する。このアドレス変換テーブル２３は論理ドライ
ブ毎に半導体ディスク１４の先頭アドレス、シリンダ
数、及び磁気ディスク１８の先頭アドレス、シリンダ
数を持たせたものである。しかる後、ディスクアダプタ
ＤＡは図３４に示すようにアドレス変換テーブル２３を
参照して第ｉ論理ドライブ（ｉ＝０〜４）のデータを磁
気ディスク１８より読み取り、該データをアドレス変換
テーブル２３が指示する半導体ディスク１４の第ｉ論理
ドライブ（ｉ＝０〜４）に格納する。以上により、磁気
ディスク１８に退避してある各論理ドライブのデータを
構成変更後の論理ドライブに復元でき、該データを使用
することができる。復元完了後に、磁気ディスク装置１
８の第２の構成情報テーブル２２を半導体ディスク１４
の第１の構成情報テーブル２１に一致させる。
【００５６】(b-5) 本発明の復元処理 図３５は本発明の復元処理のフロー図である。データを
磁気ディスク装置１８に退避した後に、半導体ディスク
１４の論理ドライブ構成を変更したい場合には、保守パ
ネル（ＰＮＬ）１５より構成情報変更コマンドと論理ド
ライブの構成情報を入力する（ステップ３０１）。これ
により、サービスアダプタＳＡは半導体ディスク１４に
記憶されている第１の構成情報テーブル２１を更新する
（ステップ３０２）。しかる後、磁気ディスク装置１８
に退避してあるデータを半導体ディスク１４へ復元する
ために、保守パネルＰＮＬよりリストアコマンドを入力
する（ステップ３０３）。サービスアダプタＳＡはリス
トアコマンドが入力されると、ディスクアダプタ（Ｄ
Ａ）１９に対して、アドレス変換テーブル２３の作成を
指示する（ステップ３０４）。
磁気ディスク装置１８に退避した後に、半導体ディスク
１４の論理ドライブ構成を変更したい場合には、保守パ
ネル（ＰＮＬ）１５より構成情報変更コマンドと論理ド
ライブの構成情報を入力する（ステップ３０１）。これ
により、サービスアダプタＳＡは半導体ディスク１４に
記憶されている第１の構成情報テーブル２１を更新する
（ステップ３０２）。しかる後、磁気ディスク装置１８
に退避してあるデータを半導体ディスク１４へ復元する
ために、保守パネルＰＮＬよりリストアコマンドを入力
する（ステップ３０３）。サービスアダプタＳＡはリス
トアコマンドが入力されると、ディスクアダプタ（Ｄ
Ａ）１９に対して、アドレス変換テーブル２３の作成を
指示する（ステップ３０４）。
【００５７】ディスクアダプタＤＡは半導体ディスク１
４及び磁気ディスク装置１８より第１、第２の構成情報
テーブル２１、２２を読み取り、これら第１，第２の構
成情報テーブル２１，２２を用いてアドレス変換テーブ
ル２３（図３２参照）を作成し、半導体ディスク１４に
記憶する（ステップ３０５）。ついで、ディスクアダプ
タＤＡは該アドレス変換テーブル２３を参照して第ｉ論
理ドライブ（ｉ＝０〜４）のデータを磁気ディスク１８
より読み取り、該データをアドレス変換テーブル２３が
指示する半導体ディスク１４の第ｉ論理ドライブ（ｉ＝
０〜４）に格納する（ステップ３０６、３０７）。
４及び磁気ディスク装置１８より第１、第２の構成情報
テーブル２１、２２を読み取り、これら第１，第２の構
成情報テーブル２１，２２を用いてアドレス変換テーブ
ル２３（図３２参照）を作成し、半導体ディスク１４に
記憶する（ステップ３０５）。ついで、ディスクアダプ
タＤＡは該アドレス変換テーブル２３を参照して第ｉ論
理ドライブ（ｉ＝０〜４）のデータを磁気ディスク１８
より読み取り、該データをアドレス変換テーブル２３が
指示する半導体ディスク１４の第ｉ論理ドライブ（ｉ＝
０〜４）に格納する（ステップ３０６、３０７）。
【００５８】全データの半導体ディスク１４への復元が
完了すれば、保守パネルＰＮＬより構成情報合わせ込み
コマンドを発行する（ステップ３０８）。サービスアダ
プタＳＡは構成情報合わせ込みコマンドが発行される
と、ディスクアダプタＤＡに第２の構成情報テーブル２
２の変更を指示する（ステップ３０９）。これにより、
ディスクアダプタＤＡは半導体ディスク１４より第１の
構成情報テーブル２１を読み出し、第１、第２の構成情
報テーブル２１，２２が１：１に対応するように第２の
構成情報テーブル２２を作成し、磁気ディスク１８に記
憶されている内容を更新する（ステップ３１０）。以上
より、半導体ディスクの構成を変更しても、構成変更前
にバックアップディスク装置に退避したデータを構成変
更後の半導体ディスク装置に正しく復元でき、変更前の
ユーザデータが使用することができる。
完了すれば、保守パネルＰＮＬより構成情報合わせ込み
コマンドを発行する（ステップ３０８）。サービスアダ
プタＳＡは構成情報合わせ込みコマンドが発行される
と、ディスクアダプタＤＡに第２の構成情報テーブル２
２の変更を指示する（ステップ３０９）。これにより、
ディスクアダプタＤＡは半導体ディスク１４より第１の
構成情報テーブル２１を読み出し、第１、第２の構成情
報テーブル２１，２２が１：１に対応するように第２の
構成情報テーブル２２を作成し、磁気ディスク１８に記
憶されている内容を更新する（ステップ３１０）。以上
より、半導体ディスクの構成を変更しても、構成変更前
にバックアップディスク装置に退避したデータを構成変
更後の半導体ディスク装置に正しく復元でき、変更前の
ユーザデータが使用することができる。
【００５９】(c) 本発明の第３の実施例 (c-1) トラックフォーマット、ディレクトリ及びカウン
ト部の構成 ・トラックフォーマット 半導体ディスク装置では、各トラックフィールドの先頭
にディレクト（コントロール情報部）が設けられてい
る。チャネルアダプタＣＡは指定されたトラックフィー
ルドのユーザデータをアクセスする場合、該トラックフ
ィールドのディレクトリを読み込み、該ディレクトリを
用いてユーザデータをアクセスする。図３６は半導体デ
ィスクにおけるトラックフォーマットの例であり、各ト
ラックの先頭にはディレクトリ(DIRECTORY)が配置さ
れ、その後にホームアドレス(HA)が置かれ、以降にＣＫ
Ｄフォーマットにしたがった可変長のレコード(RECORD-
0，RECORD-1，・・・）が配列されている。ホームアド
レスHAはトラックアドレス(CCHH)を示すものであり、各
レコードはカウント部Ｃ、キー部Ｋ、データ部Ｄで構成
されている。
ト部の構成 ・トラックフォーマット 半導体ディスク装置では、各トラックフィールドの先頭
にディレクト（コントロール情報部）が設けられてい
る。チャネルアダプタＣＡは指定されたトラックフィー
ルドのユーザデータをアクセスする場合、該トラックフ
ィールドのディレクトリを読み込み、該ディレクトリを
用いてユーザデータをアクセスする。図３６は半導体デ
ィスクにおけるトラックフォーマットの例であり、各ト
ラックの先頭にはディレクトリ(DIRECTORY)が配置さ
れ、その後にホームアドレス(HA)が置かれ、以降にＣＫ
Ｄフォーマットにしたがった可変長のレコード(RECORD-
0，RECORD-1，・・・）が配列されている。ホームアド
レスHAはトラックアドレス(CCHH)を示すものであり、各
レコードはカウント部Ｃ、キー部Ｋ、データ部Ｄで構成
されている。
【００６０】・ディレクトリ ディレクトリは図３７に示すように448バイトを有し、
１バイトの最終レコード番号（LAST RECORD NO.)、
２１８バイトのセクタディレクトリ（SECTOR DIRECTOR
Y)、190バイトのレコードディレクトリ(RECORD DIREC
TORY)、その他有効性を確認するためのＩＤ部等のエ
リア、未使用エリアで構成されている。最終レコード
番号（LAST RECORD NO.)はトラックフィールドに書き込
まれている最後のレコードのレコード番号を示すもので
ある。各トラックフィールドの最終レコードの直後には
エンドマーク（ＥＯＦ）が書き込まれており、最終レコ
ードはこのエンドマークを読み込む直前のレコードとい
うことになる。そして、最終レコードのレコード番号が
最終レコード番号と成る。
１バイトの最終レコード番号（LAST RECORD NO.)、
２１８バイトのセクタディレクトリ（SECTOR DIRECTOR
Y)、190バイトのレコードディレクトリ(RECORD DIREC
TORY)、その他有効性を確認するためのＩＤ部等のエ
リア、未使用エリアで構成されている。最終レコード
番号（LAST RECORD NO.)はトラックフィールドに書き込
まれている最後のレコードのレコード番号を示すもので
ある。各トラックフィールドの最終レコードの直後には
エンドマーク（ＥＯＦ）が書き込まれており、最終レコ
ードはこのエンドマークを読み込む直前のレコードとい
うことになる。そして、最終レコードのレコード番号が
最終レコード番号と成る。
【００６１】セクタディレクトリ（SECTOR DIRECTORY)
は、セットセクタ処理で最初に読める物理レコード番号
をセクタ値別に格納したものである。物理レコード番号
とは、ホームアドレスＨＡを０として、論理レコード番
号に１を加えた値である。トラックは例えば２１８のセ
クタに区分され、それぞれセクタ値0〜217迄の値が割り
当てられる。セクタ値217はトラックを所定サイズのセ
クタで分割した時の最後のセクタを示すもので、最大セ
クタ値である。このセクタディレクトリ（SECTOR DIREC
TORY)はセットセクタ命令に対するセットセクタ処理に
おいて使用され、セクタ処理で何番目のレコードが最初
に読み出せるかを示す。尚、実際は０〜２２１のセクタ
が存在する。但し２１８〜２２１はレコード配置の関係
上これ以降にレコードがくることはないのでセクタディ
レクトリには存在しない。レコードディレクトリ(RECOR
D DIRECTORY)は各レコード（レコード０〜レコード９
４）までのトラック先頭からのオフセットアドレスを２
バイトで示すものである。トラックの先頭アドレスに目
的レコードのオフセットアドレスを加えることにより、
該目的レコードのカウント部のメモリアドレスを求める
ことができる。レコード番号９４はトラックに書き込め
る最大のレコード数を示す。このレコードディレクトリ
(RECORD DIRECTORY)は、セクタ処理で取得したレコード
番号のフィールドの読み出しや直接レコード番号を指定
してレコードを読み出す際に使用される。
は、セットセクタ処理で最初に読める物理レコード番号
をセクタ値別に格納したものである。物理レコード番号
とは、ホームアドレスＨＡを０として、論理レコード番
号に１を加えた値である。トラックは例えば２１８のセ
クタに区分され、それぞれセクタ値0〜217迄の値が割り
当てられる。セクタ値217はトラックを所定サイズのセ
クタで分割した時の最後のセクタを示すもので、最大セ
クタ値である。このセクタディレクトリ（SECTOR DIREC
TORY)はセットセクタ命令に対するセットセクタ処理に
おいて使用され、セクタ処理で何番目のレコードが最初
に読み出せるかを示す。尚、実際は０〜２２１のセクタ
が存在する。但し２１８〜２２１はレコード配置の関係
上これ以降にレコードがくることはないのでセクタディ
レクトリには存在しない。レコードディレクトリ(RECOR
D DIRECTORY)は各レコード（レコード０〜レコード９
４）までのトラック先頭からのオフセットアドレスを２
バイトで示すものである。トラックの先頭アドレスに目
的レコードのオフセットアドレスを加えることにより、
該目的レコードのカウント部のメモリアドレスを求める
ことができる。レコード番号９４はトラックに書き込め
る最大のレコード数を示す。このレコードディレクトリ
(RECORD DIRECTORY)は、セクタ処理で取得したレコード
番号のフィールドの読み出しや直接レコード番号を指定
してレコードを読み出す際に使用される。
【００６２】・カウント部 各レコードは前述のように、カウント部Ｃ、検索のため
のキーが記録されるキー部Ｋ（必ずしも必要でない）、
ユーザデータが記録されるデータ部Ｄで構成されてい
る。カウント部Ｃは図３８に示すように６４バイトを有
し、ホストから与えられる８バイトの実データ部、
データの保証のために前後に付加される各４バイトのＩ
Ｄ部、トラックフィールドをアクセスするための４８
バイトのコントロール情報部より成っている。実データ
部には、トラックアドレス（ＣＣＨＨ）、レコード番号
（Ｒ）、及び後に続くキー部の長さ（ＫＬ）、データ部
の長さ（ＤＬ）が記録される。ＩＤ部にはレコードの先
頭を識別するコードや、データが書き込まれた最新の時
刻（タイムスタンプ）等が記録される。コントロール情
報部は、ディレクトリが消失しても目的レコードを検索
し、かつ、ディレクトリの一部を復元できるようにする
ためにディレクトリ復元データ（制御情報復元データ）
が記録されている。ディレクトリ復元データには、自
分のレコードの先頭から次のレコード先頭迄の相対アド
レス（オフセットアドレス）Ａiと自分のレコードが
位置するセクタのセクタ値Ｓiが含まれている。
のキーが記録されるキー部Ｋ（必ずしも必要でない）、
ユーザデータが記録されるデータ部Ｄで構成されてい
る。カウント部Ｃは図３８に示すように６４バイトを有
し、ホストから与えられる８バイトの実データ部、
データの保証のために前後に付加される各４バイトのＩ
Ｄ部、トラックフィールドをアクセスするための４８
バイトのコントロール情報部より成っている。実データ
部には、トラックアドレス（ＣＣＨＨ）、レコード番号
（Ｒ）、及び後に続くキー部の長さ（ＫＬ）、データ部
の長さ（ＤＬ）が記録される。ＩＤ部にはレコードの先
頭を識別するコードや、データが書き込まれた最新の時
刻（タイムスタンプ）等が記録される。コントロール情
報部は、ディレクトリが消失しても目的レコードを検索
し、かつ、ディレクトリの一部を復元できるようにする
ためにディレクトリ復元データ（制御情報復元データ）
が記録されている。ディレクトリ復元データには、自
分のレコードの先頭から次のレコード先頭迄の相対アド
レス（オフセットアドレス）Ａiと自分のレコードが
位置するセクタのセクタ値Ｓiが含まれている。
【００６３】ディレクトリ、ホームアドレス、各レコー
ドのカウント部の長さは一定のため、ディレクトリ、Ｈ
Ａ及びRECORD-0のカウント部はトラック先頭から決まっ
た相対位置にある。図３９(a)に示すようにトラック先
頭からホームアドレスＨＡまでのオフセットアドレスＬ
０，レコードＲi-1迄のオフアドレスをＬiとすると、こ
れらオフセットアドレスＬi(i=0,1,2,・・・)はレコードデ
ィレクトリ(RECORD DIRECTORY)に記録される(図３７参
照）。この場合、レコードＲi-1からレコードＲi迄のオ
フセットアドレスをＡiとすると、該オフセットアドレ
スＡiはディレクトリ復元データとしてレコードＲiのカ
ウント部に記録される。Ａi，Ｌi間には次式 Ｌi＋Ａi→Ｌi+1 の関係が成立する。
ドのカウント部の長さは一定のため、ディレクトリ、Ｈ
Ａ及びRECORD-0のカウント部はトラック先頭から決まっ
た相対位置にある。図３９(a)に示すようにトラック先
頭からホームアドレスＨＡまでのオフセットアドレスＬ
０，レコードＲi-1迄のオフアドレスをＬiとすると、こ
れらオフセットアドレスＬi(i=0,1,2,・・・)はレコードデ
ィレクトリ(RECORD DIRECTORY)に記録される(図３７参
照）。この場合、レコードＲi-1からレコードＲi迄のオ
フセットアドレスをＡiとすると、該オフセットアドレ
スＡiはディレクトリ復元データとしてレコードＲiのカ
ウント部に記録される。Ａi，Ｌi間には次式 Ｌi＋Ａi→Ｌi+1 の関係が成立する。
【００６４】又、セクタとレコードの関係が図３９(b)
に示すようになっているものとすると、セクタディレク
トリ（SECTOR DIRECTORY)におけるセクタ値０に対応さ
せて０（ＨＡ）が、セクタ値１〜２に対応させて１（レ
コードＲ０）が、セクタ値３〜６に対応させてレコード
２（Ｒ１）が、セクタ値７〜１３に対応させて３（レコ
ードＲ２）が・・・記録される。すなわち、セクタｉに
レコードＲjが存在すれば、セクタ値ｉに対応させてレ
コードＲj+1がセクタディレクトリに記録される。そし
て、レコードＲjがセクタｉ〜(i+m)に位置すると、セク
タ値ｉ〜(i+m)がディレクトリ復元データとしてレコー
ドＲj+1のカウント部に記録される。
に示すようになっているものとすると、セクタディレク
トリ（SECTOR DIRECTORY)におけるセクタ値０に対応さ
せて０（ＨＡ）が、セクタ値１〜２に対応させて１（レ
コードＲ０）が、セクタ値３〜６に対応させてレコード
２（Ｒ１）が、セクタ値７〜１３に対応させて３（レコ
ードＲ２）が・・・記録される。すなわち、セクタｉに
レコードＲjが存在すれば、セクタ値ｉに対応させてレ
コードＲj+1がセクタディレクトリに記録される。そし
て、レコードＲjがセクタｉ〜(i+m)に位置すると、セク
タ値ｉ〜(i+m)がディレクトリ復元データとしてレコー
ドＲj+1のカウント部に記録される。
【００６５】(c-2) レコード読み取り、書き込み手順 図４０は半導体ディスク装置のレコード読み取りシーケ
ンス説明図である。尚、半導体ディスク装置は図１と同
一構成を備えているものとする。上位装置ＣＰＵよりシ
ークコマンドＳＫが発生すると、チャネルアダプタＣＡ
は直ちに動作終了信号を上位装置に返す。上位装置ＣＰ
Ｕは動作終了信号を受信すれば、つぎにセットセクタコ
マンドＳＳを発行する。以後、同様にして上位装置はサ
ーチＩＤコマンドＳＩＤを発行し、チャネルアダプタＣ
Ａはこれらコマンドを受信する。チャネルアダプタＣＡ
はサーチＩＤコマンドを受信すると、シ−クコマンドで
指示されている論理アドレス（トラックアドレスＣＣＨ
Ｈ）を半導体ディスクの物理アドレスに変換する。この
物理アドレスはトラックの先頭アドレス、換言すればデ
ィレクトリの先頭アドレスを示しているから、半導体デ
ィスクよりディレクトリを読み込む。
ンス説明図である。尚、半導体ディスク装置は図１と同
一構成を備えているものとする。上位装置ＣＰＵよりシ
ークコマンドＳＫが発生すると、チャネルアダプタＣＡ
は直ちに動作終了信号を上位装置に返す。上位装置ＣＰ
Ｕは動作終了信号を受信すれば、つぎにセットセクタコ
マンドＳＳを発行する。以後、同様にして上位装置はサ
ーチＩＤコマンドＳＩＤを発行し、チャネルアダプタＣ
Ａはこれらコマンドを受信する。チャネルアダプタＣＡ
はサーチＩＤコマンドを受信すると、シ−クコマンドで
指示されている論理アドレス（トラックアドレスＣＣＨ
Ｈ）を半導体ディスクの物理アドレスに変換する。この
物理アドレスはトラックの先頭アドレス、換言すればデ
ィレクトリの先頭アドレスを示しているから、半導体デ
ィスクよりディレクトリを読み込む。
【００６６】ついで、セットセクタコマンドで指示され
ているセクタ値に応じたレコード番号をセクタディレク
トリより求める（セットセクタ動作）。しかる後、該レ
コード番号のアドレスをレコードディレクトリより求
め、該アドレスよりレコードのカウント部を読み取る。
ついで、該カウント部に含まれるレコードのＣＣＨＨＲ
とサーチＩＤコマンドで指示されている目的レコードの
ＣＣＨＨＲが一致するかチェックし、一致すればサーチ
ＩＤ動作を終了する。一致しない場合には次のレコード
番号のレコードを読み取って同様の処理を行う。目的の
レコードが見つかれば、チャネルアダプタＣＡは上位装
置に動作終了信号を返す。これにより上位装置はリード
コマンド（READ CKD）を発行し、チャネルアダプタＣＡ
は該コマンドを受信する。以後、チャネルアダプタＣＡ
はカウント部Ｃ、キー部Ｋ、データ部Ｄを順次上位装置
ＣＰＵに転送し、最後に正常終了を送って一連のレコー
ドリード処理を終了する。
ているセクタ値に応じたレコード番号をセクタディレク
トリより求める（セットセクタ動作）。しかる後、該レ
コード番号のアドレスをレコードディレクトリより求
め、該アドレスよりレコードのカウント部を読み取る。
ついで、該カウント部に含まれるレコードのＣＣＨＨＲ
とサーチＩＤコマンドで指示されている目的レコードの
ＣＣＨＨＲが一致するかチェックし、一致すればサーチ
ＩＤ動作を終了する。一致しない場合には次のレコード
番号のレコードを読み取って同様の処理を行う。目的の
レコードが見つかれば、チャネルアダプタＣＡは上位装
置に動作終了信号を返す。これにより上位装置はリード
コマンド（READ CKD）を発行し、チャネルアダプタＣＡ
は該コマンドを受信する。以後、チャネルアダプタＣＡ
はカウント部Ｃ、キー部Ｋ、データ部Ｄを順次上位装置
ＣＰＵに転送し、最後に正常終了を送って一連のレコー
ドリード処理を終了する。
【００６７】図４１は半導体ディスク装置のレコード書
き込みシーケンス説明図であり、サーチ動作迄はレコー
ド読み取り手順と同一である。サーチＩＤ動作により目
的とするレコードが見つかれば、チャネルアダプタＣＡ
は上位装置に動作終了信号を返す。これにより上位装置
はライトコマンド（WRITE CKD）を発行し、チャネルアダ
プタＣＡは該コマンドを受信する。以後、チャネルアダ
プタＣＡは、ディレクトリ復元データ（制御情報復元デ
ータ）Ａｉ，Ｓｉを求めてカウント部に挿入し、しかる
後、レコードを記録する。レコード記録完了後、チャネ
ルアダプタＣＡは上位装置ＣＰＵに書き込み終了を通知
する。通知後、ディレクトリの内容を更新し、ディレク
トリが記録されていた半導体ディスク位置に書き戻す。
き込みシーケンス説明図であり、サーチ動作迄はレコー
ド読み取り手順と同一である。サーチＩＤ動作により目
的とするレコードが見つかれば、チャネルアダプタＣＡ
は上位装置に動作終了信号を返す。これにより上位装置
はライトコマンド（WRITE CKD）を発行し、チャネルアダ
プタＣＡは該コマンドを受信する。以後、チャネルアダ
プタＣＡは、ディレクトリ復元データ（制御情報復元デ
ータ）Ａｉ，Ｓｉを求めてカウント部に挿入し、しかる
後、レコードを記録する。レコード記録完了後、チャネ
ルアダプタＣＡは上位装置ＣＰＵに書き込み終了を通知
する。通知後、ディレクトリの内容を更新し、ディレク
トリが記録されていた半導体ディスク位置に書き戻す。
【００６８】(c-3) ディレクトリの読み込みエラーが発
生した場合の処理 スキップサーチ処理 レコードの読み込み、書き込み時に、チャネルアダプタ
ＣＡがディレクトリを読み込めなくなった場合には、各
レコードのカウント部に記録されているディレクトリ復
元データを用いて目的とするレコードをサーチ（スキッ
プサーチ）する。尚、ディレクトリが読み込めなくなっ
た場合としては、２ビットエラーの発生、ＩＤエラーの
発生（ディレクトリの書き込み失敗）等があり、かかる
エラー発生時、チャネルアダプタＣＡはディレクトリを
取り込むことができず、通常のアクセスができなくな
る。図４２はチャネルアダプタＣＡがディレクトリを読
み込めなくなった場合のスキップサーチ処理のフロー
図、図４３はスキップサーチ処理の説明図である。ま
ず、チャネルアダプタは１→ｉとする（ステップ４０
１）。ついで、チャネルアダプタＣＡはアドレスＬi-1
(＝Ｌ0）よりレコードＲi-1(＝Ｒ0）のカウント部Ｃ０
を読み込む（ステップ４０２）。なお、レコードＲ0の
トラック先頭からの記憶位置は固定でＬ０は既知であ
る。
生した場合の処理 スキップサーチ処理 レコードの読み込み、書き込み時に、チャネルアダプタ
ＣＡがディレクトリを読み込めなくなった場合には、各
レコードのカウント部に記録されているディレクトリ復
元データを用いて目的とするレコードをサーチ（スキッ
プサーチ）する。尚、ディレクトリが読み込めなくなっ
た場合としては、２ビットエラーの発生、ＩＤエラーの
発生（ディレクトリの書き込み失敗）等があり、かかる
エラー発生時、チャネルアダプタＣＡはディレクトリを
取り込むことができず、通常のアクセスができなくな
る。図４２はチャネルアダプタＣＡがディレクトリを読
み込めなくなった場合のスキップサーチ処理のフロー
図、図４３はスキップサーチ処理の説明図である。ま
ず、チャネルアダプタは１→ｉとする（ステップ４０
１）。ついで、チャネルアダプタＣＡはアドレスＬi-1
(＝Ｌ0）よりレコードＲi-1(＝Ｒ0）のカウント部Ｃ０
を読み込む（ステップ４０２）。なお、レコードＲ0の
トラック先頭からの記憶位置は固定でＬ０は既知であ
る。
【００６９】カウント部の読み込み後、該カウント部に
含まれるているレコード番号がアクセス指示されたレコ
ード番号Ｎと等しいかチェックする（ステップ４０
３）。等しければ、レコードＲi-1が目的とするレコー
ドであり、該レコードを読み込み、あるいは書替えを行
う(ステップ４０４）。しかし、カウント部に記録され
ているレコード番号がアクセス指示されたレコード番号
Ｎと等しくなければ、カウント部に記録されている次の
レコードＲi迄の相対アドレス（オフセットアドレス）
Ａiを取得する(ステップ４０５）。ついで、次式 Ｌi-1＋Ａi→Ｌi により、レコードＲiのトラック先頭からのオフセット
アドレスＬiを演算し(ステップ４０６）、Ｌi演算後ｉ
を歩進し（ｉ＋１→ｉ、ステップ４０７）、以後ステッ
プ４０２以降の処理を繰り返す。以上により、最終的に
ステップ４０３においてカウント部に記録されているレ
コード番号がアクセス指示されたレコード番号Ｎと等し
くなり、目的とするレコードが求まり、該レコードの読
み込み、あるいは書替えを行う。以上のようにすれば、
上位装置ＣＰＵより指示されたレコードの読み取りある
いは書き込み時に、ディレクトリを読み込めなくなって
もチャネルアダプタＣＡは自動的に各レコード中に記録
されているディレクトリ復元データを用いて上位装置よ
り指示された目的レコードをサーチして該レコードの読
み取りあるいは書き込みを行うことができる。
含まれるているレコード番号がアクセス指示されたレコ
ード番号Ｎと等しいかチェックする（ステップ４０
３）。等しければ、レコードＲi-1が目的とするレコー
ドであり、該レコードを読み込み、あるいは書替えを行
う(ステップ４０４）。しかし、カウント部に記録され
ているレコード番号がアクセス指示されたレコード番号
Ｎと等しくなければ、カウント部に記録されている次の
レコードＲi迄の相対アドレス（オフセットアドレス）
Ａiを取得する(ステップ４０５）。ついで、次式 Ｌi-1＋Ａi→Ｌi により、レコードＲiのトラック先頭からのオフセット
アドレスＬiを演算し(ステップ４０６）、Ｌi演算後ｉ
を歩進し（ｉ＋１→ｉ、ステップ４０７）、以後ステッ
プ４０２以降の処理を繰り返す。以上により、最終的に
ステップ４０３においてカウント部に記録されているレ
コード番号がアクセス指示されたレコード番号Ｎと等し
くなり、目的とするレコードが求まり、該レコードの読
み込み、あるいは書替えを行う。以上のようにすれば、
上位装置ＣＰＵより指示されたレコードの読み取りある
いは書き込み時に、ディレクトリを読み込めなくなって
もチャネルアダプタＣＡは自動的に各レコード中に記録
されているディレクトリ復元データを用いて上位装置よ
り指示された目的レコードをサーチして該レコードの読
み取りあるいは書き込みを行うことができる。
【００７０】ディレクトリの再構築 ディレクトリを読み込めなくなった場合には、上記スキ
ップサーチ法により目的とするレコードをサーチするこ
とができる。この場合、スキップサーチ処理と並行して
ディレクトリ復元データを用いてディレクトリを再構築
することができる。 ・レコードディレクトリの再構成処理 図４４はレコードディレクトリの再構成処理フロー図で
ある。まず、ホームアドレスＨＡ、レコードＲ０のオフ
セットアドレスとしてＬ０，Ｌ１（固定値）をレコード
ディレクトリにセットする（ステップ４２１）。しかる
後、ｉを１にセットし、レコードＲi-1のカウント部を
読み込む(ステップ４２２，４２３）。ついで、読み込
んだ情報がエンドマーク（ＥＯＦ）でないかチェックし
（ステップ４２４）、ＥＯＦでなければ、カウント部よ
り次のレコードＲi迄の相対アドレス（オフセットアド
レス）Ａiを取得する(ステップ４２５）。
ップサーチ法により目的とするレコードをサーチするこ
とができる。この場合、スキップサーチ処理と並行して
ディレクトリ復元データを用いてディレクトリを再構築
することができる。 ・レコードディレクトリの再構成処理 図４４はレコードディレクトリの再構成処理フロー図で
ある。まず、ホームアドレスＨＡ、レコードＲ０のオフ
セットアドレスとしてＬ０，Ｌ１（固定値）をレコード
ディレクトリにセットする（ステップ４２１）。しかる
後、ｉを１にセットし、レコードＲi-1のカウント部を
読み込む(ステップ４２２，４２３）。ついで、読み込
んだ情報がエンドマーク（ＥＯＦ）でないかチェックし
（ステップ４２４）、ＥＯＦでなければ、カウント部よ
り次のレコードＲi迄の相対アドレス（オフセットアド
レス）Ａiを取得する(ステップ４２５）。
【００７１】Ａiが求まれば、次式 Ｌi-1＋Ａi→Ｌi により、レコードＲiのトラック先頭からのオフセット
アドレスＬiを演算する(ステップ４２６）。ついで、Ｌ
iをレコードＲiの先頭からのオフセットアドレスとして
レコードディレクトリにセットし(ステップ４２７）、
ｉを歩進し（ｉ＋１→ｉ、ステップ４２８）、以後ステ
ップ４２３以降の処理を繰り返す。以上の処理を繰り返
せば、いつかステップ４２４においてエンドマークがＥ
ＯＦが検出される。エンドマークが検出されればレコー
ドディレクトリにおける残りを”ＦＦ”で埋める（ステ
ップ４２５）。以上によりレコードディレクトリを復元
することができる。
アドレスＬiを演算する(ステップ４２６）。ついで、Ｌ
iをレコードＲiの先頭からのオフセットアドレスとして
レコードディレクトリにセットし(ステップ４２７）、
ｉを歩進し（ｉ＋１→ｉ、ステップ４２８）、以後ステ
ップ４２３以降の処理を繰り返す。以上の処理を繰り返
せば、いつかステップ４２４においてエンドマークがＥ
ＯＦが検出される。エンドマークが検出されればレコー
ドディレクトリにおける残りを”ＦＦ”で埋める（ステ
ップ４２５）。以上によりレコードディレクトリを復元
することができる。
【００７２】・セクタディレクトリの再構成処理 図４５はセクタディレクトリの再構成処理フロー図であ
る。ホームアドレスＨＡ、レコードＲ０のカウント部の
位置は固定である。従って、セクタディレクトリにおけ
る最初の幾つかのセクタ値に対応させてＨ０，Ｒ０をセ
ットする（ステップ４５１）。ついで、ｉを１にし、レ
コードＲi-1のカウント部を読み込む(ステップ４５２，
４５３）。しかる後、カウント部より次のレコードＲi
迄の相対アドレス（オフセットアドレス）Ａiを取得す
る(ステップ４５４）。
る。ホームアドレスＨＡ、レコードＲ０のカウント部の
位置は固定である。従って、セクタディレクトリにおけ
る最初の幾つかのセクタ値に対応させてＨ０，Ｒ０をセ
ットする（ステップ４５１）。ついで、ｉを１にし、レ
コードＲi-1のカウント部を読み込む(ステップ４５２，
４５３）。しかる後、カウント部より次のレコードＲi
迄の相対アドレス（オフセットアドレス）Ａiを取得す
る(ステップ４５４）。
【００７３】Ａiが求まれば、次式 Ｌi-1＋Ａi→Ｌi により、レコードＲiのトラック先頭からのオフセット
アドレスＬiを演算する(ステップ４５５）。ついで、レ
コードＲiのカウント部を読み込み(ステップ４５６）、
読み込んだ情報がエンドマーク（ＥＯＦ）でないかチェ
ックする（ステップ４５７）。ＥＯＦでなければ、レコ
ードＲiのカウント部より該レコードＲiの先頭セクタ値
Ｓｉを取得する（ステップ４５８）。ついで、セクタデ
ィレクトリにおけるセクタ値Ｓiに対応させてレコード
Ｒiを記入し（ステップ４５９）、しかる後、ｉを歩進
し（ｉ＋１→ｉ、ステップ４６０）、ステップ４５４以
降の処理を繰り返す。
アドレスＬiを演算する(ステップ４５５）。ついで、レ
コードＲiのカウント部を読み込み(ステップ４５６）、
読み込んだ情報がエンドマーク（ＥＯＦ）でないかチェ
ックする（ステップ４５７）。ＥＯＦでなければ、レコ
ードＲiのカウント部より該レコードＲiの先頭セクタ値
Ｓｉを取得する（ステップ４５８）。ついで、セクタデ
ィレクトリにおけるセクタ値Ｓiに対応させてレコード
Ｒiを記入し（ステップ４５９）、しかる後、ｉを歩進
し（ｉ＋１→ｉ、ステップ４６０）、ステップ４５４以
降の処理を繰り返す。
【００７４】以上の処理を繰り返せば、いつかステップ
４２４においてエンドマークがＥＯＦが検出される。エ
ンドマークが検出されればセクタディレクトリにおける
残りを”ＦＦ”で埋める（ステップ４６１）。以上によ
りセクタディレクトリを復元することができる。以上の
ようにすれば、上位装置ＣＰＵより指示されたレコード
の読み取りあるいは書き込み時に、ディレクトリを読み
込めなくなるエラーが発生した場合であっても、チャネ
ルアダプタＣＡは自動的にディレクトリ復元データを用
いてディレクトリを再構築するから、次のアクセスに際
して該ディレクトリを参照して高速のアクセスが可能と
なる。
４２４においてエンドマークがＥＯＦが検出される。エ
ンドマークが検出されればセクタディレクトリにおける
残りを”ＦＦ”で埋める（ステップ４６１）。以上によ
りセクタディレクトリを復元することができる。以上の
ようにすれば、上位装置ＣＰＵより指示されたレコード
の読み取りあるいは書き込み時に、ディレクトリを読み
込めなくなるエラーが発生した場合であっても、チャネ
ルアダプタＣＡは自動的にディレクトリ復元データを用
いてディレクトリを再構築するから、次のアクセスに際
して該ディレクトリを参照して高速のアクセスが可能と
なる。
【００７５】図４６は、ディレクトリにエラーが発生し
た場合の全体の概略シーケンスの説明図である。上位装
置（ホスト）ＣＰＵよりレコード読み取り命令READ Dが
発行されると、チャネルアダプタＣＡは該コマンドを受
け付け、ディレクトリの読み込み処理を行う。ディレク
トリの読み込みエラーが発生すると、チャネルアダプタ
ＣＡはアクセス法を通常のディレクトリ使用のアクセス
法からスキップサーチ法に切り替える。以後、図４２に
示す手順に従って目的とするレコードをスキップサーチ
し、目的レコードが求まればデータ部を上位装置に転送
する。この場合、スキップサーチ処理と並行して図４４
及び図４５のレコードディレクトリ、セクタディレクト
リの再構成処理を行ってディレクトリを再構築すること
もできる。
た場合の全体の概略シーケンスの説明図である。上位装
置（ホスト）ＣＰＵよりレコード読み取り命令READ Dが
発行されると、チャネルアダプタＣＡは該コマンドを受
け付け、ディレクトリの読み込み処理を行う。ディレク
トリの読み込みエラーが発生すると、チャネルアダプタ
ＣＡはアクセス法を通常のディレクトリ使用のアクセス
法からスキップサーチ法に切り替える。以後、図４２に
示す手順に従って目的とするレコードをスキップサーチ
し、目的レコードが求まればデータ部を上位装置に転送
する。この場合、スキップサーチ処理と並行して図４４
及び図４５のレコードディレクトリ、セクタディレクト
リの再構成処理を行ってディレクトリを再構築すること
もできる。
【００７６】(c-4) ディレクトリにエラーが発生した場
合の別の処理 以上では、ディレクトリにエラーが発生した場合、自動
的に目的のレコードをサーチして読み/書きし、またデ
ィレクトリを再構築した場合について説明した。しか
し、かかる目的レコードのサーチやディレクトリの再構
築は上位装置ＣＰＵからの指示に従って行うようにして
も良い。図４７はかかる場合のレコードリード手順説明
図である。上位装置（ホスト）ＣＰＵよりレコード読み
取り命令READ CKDが発行されると、チャネルアダプタＣ
Ａは該コマンドを受け付け、ディレクトリの読み込み処
理を行う。この場合、ディレクトリの読み込みエラーが
発生すると、チャネルアダプタＣＡはエラー情報を作成
して上位装置にエラー報告を行う。
合の別の処理 以上では、ディレクトリにエラーが発生した場合、自動
的に目的のレコードをサーチして読み/書きし、またデ
ィレクトリを再構築した場合について説明した。しか
し、かかる目的レコードのサーチやディレクトリの再構
築は上位装置ＣＰＵからの指示に従って行うようにして
も良い。図４７はかかる場合のレコードリード手順説明
図である。上位装置（ホスト）ＣＰＵよりレコード読み
取り命令READ CKDが発行されると、チャネルアダプタＣ
Ａは該コマンドを受け付け、ディレクトリの読み込み処
理を行う。この場合、ディレクトリの読み込みエラーが
発生すると、チャネルアダプタＣＡはエラー情報を作成
して上位装置にエラー報告を行う。
【００７７】上位装置ＣＰＵはエラーを解析し、特殊ダ
ンプコマンドとレコード番号ＮをチャネルアダプタＣＡ
に発行する。チャネルアダプタＣＡは特殊ダンプコマン
ドを受け付け、図４２に示す手順に従って目的とするレ
コードをサーチし、目的レコードが求まれば、カウント
部、キー部、データ部を順次上位装置に転送する。以上
は、特殊ダンプ命令による処理にディレクトリ再構築処
理が伴わない場合である。ディレクトリ再構築処理が伴
う場合には、図４４及び図４５のレコードディレクト
リ、セクタディレクトリの再構築処理を行い、ディレク
トリを再構築し、対象トラックの先頭に書き込む。
ンプコマンドとレコード番号ＮをチャネルアダプタＣＡ
に発行する。チャネルアダプタＣＡは特殊ダンプコマン
ドを受け付け、図４２に示す手順に従って目的とするレ
コードをサーチし、目的レコードが求まれば、カウント
部、キー部、データ部を順次上位装置に転送する。以上
は、特殊ダンプ命令による処理にディレクトリ再構築処
理が伴わない場合である。ディレクトリ再構築処理が伴
う場合には、図４４及び図４５のレコードディレクト
リ、セクタディレクトリの再構築処理を行い、ディレク
トリを再構築し、対象トラックの先頭に書き込む。
【００７８】(c-5) コピー時にディレクトリエラーが発
生した場合の処理 半導体ディスク装置にメモリ障害を生じると、サービス
アダプタＳＡの制御によりエラーが生じた半導体メモリ
モジュールＭＳの内容を予備の半導体メモリモジュール
ＨＳにコピーし、しかる後、障害を生じた半導体メモリ
モジュールを新たな半導体メモリモジュールと交換する
（第１実施例、図１参照）。かかる場合、エラーが発生
したトラック以外のコピーはサービスアダプタＳＡが行
い、エラーが発生したトラックフィールドのコピーにつ
いてはチャネルアダプタＣＡに依頼して該当チャネルア
ダプタＣＡが行う。というのは、サービスアダプタＳＡ
はフィールド単位の処理ができず、固定長（６４バイ
ト）毎のブロックコピーをする。このため、エラーが発
生したトラックフィールドのコピーについて、同様のコ
ピー処理を行ってもエラー発生情報をディレクトリや各
カウント部付加情報に書き込めず、ユーザデータのアク
セスは保証できないものになってしまうからである。そ
こで、サービスアダプタＳＡはメモリ障害が発生したト
ラックフィールドのコピー処理についてはチャネルアダ
プタＣＡに依頼し、依頼を受けたチャネルアダプタＣＡ
は、ディレクトリから順にエンドマークＥＯＦまでフィ
ールド単位でコピー処理を行う。
生した場合の処理 半導体ディスク装置にメモリ障害を生じると、サービス
アダプタＳＡの制御によりエラーが生じた半導体メモリ
モジュールＭＳの内容を予備の半導体メモリモジュール
ＨＳにコピーし、しかる後、障害を生じた半導体メモリ
モジュールを新たな半導体メモリモジュールと交換する
（第１実施例、図１参照）。かかる場合、エラーが発生
したトラック以外のコピーはサービスアダプタＳＡが行
い、エラーが発生したトラックフィールドのコピーにつ
いてはチャネルアダプタＣＡに依頼して該当チャネルア
ダプタＣＡが行う。というのは、サービスアダプタＳＡ
はフィールド単位の処理ができず、固定長（６４バイ
ト）毎のブロックコピーをする。このため、エラーが発
生したトラックフィールドのコピーについて、同様のコ
ピー処理を行ってもエラー発生情報をディレクトリや各
カウント部付加情報に書き込めず、ユーザデータのアク
セスは保証できないものになってしまうからである。そ
こで、サービスアダプタＳＡはメモリ障害が発生したト
ラックフィールドのコピー処理についてはチャネルアダ
プタＣＡに依頼し、依頼を受けたチャネルアダプタＣＡ
は、ディレクトリから順にエンドマークＥＯＦまでフィ
ールド単位でコピー処理を行う。
【００７９】チャネルアダプタＣＡはコピーの途中でメ
モリ障害を起こしているフィールド（カウント部、キー
部、データ部）を発見すると、そのフィールド（カウン
ト部の場合にはレコード全体）のみを無効化し、カウン
ト部における必要な制御情報の書替えを行う。しかし、
ディレクトリ部がメモリ障害を起こしている場合にディ
レクトリを無効化してしまうと、当該トラックフィール
ド上の全てのレコードが無効化してしまい、更にはチャ
ネルアダプタＣＡもディレクトリを読み込めないためト
ラックのフォーマットを判断できない。
モリ障害を起こしているフィールド（カウント部、キー
部、データ部）を発見すると、そのフィールド（カウン
ト部の場合にはレコード全体）のみを無効化し、カウン
ト部における必要な制御情報の書替えを行う。しかし、
ディレクトリ部がメモリ障害を起こしている場合にディ
レクトリを無効化してしまうと、当該トラックフィール
ド上の全てのレコードが無効化してしまい、更にはチャ
ネルアダプタＣＡもディレクトリを読み込めないためト
ラックのフォーマットを判断できない。
【００８０】これを回避するために、チャネルアダプタ
ＣＡは、固定位置のＨＡフィールド及びレコードＲ０を
コピーし、レコードＲ１以降のフィールドに関しては、
スキップサーチ方法により次のレコードフィールドのア
ドレスを取得しながらエンドマークまでコピーを行う。
すなわち、現レコードのカウント部を読み込めば、ディ
レクトリの再構築に必要な次のレコード迄のオフセット
アドレスや現レコードのセクタ値、現レコードのキー
長、データ長を取得でき、現レコードフィールドのコピ
ーを行って次のレコードの処理に移れる。これをエンド
マーク検出まで続けるとディレクトリを除く全てのフィ
ールドのコピーができる。更に、上記コピー処理はディ
レクトリ再構築のために必要な全てのレコード部のディ
レクトリ復元データの読み込み処理を含んでいるため、
必然的にディレクトリを再構築することができる。そこ
で、各フィールドのコピー処理をすると同時にディレク
トリの再構築処理を行い、最後にチャネルアダプタＣＡ
内部で再構築したディレクトリをコピー先のディレクト
リ領域に書き込むことでメモリ交換処理時のユーザデー
タ消失を防止することができる。
ＣＡは、固定位置のＨＡフィールド及びレコードＲ０を
コピーし、レコードＲ１以降のフィールドに関しては、
スキップサーチ方法により次のレコードフィールドのア
ドレスを取得しながらエンドマークまでコピーを行う。
すなわち、現レコードのカウント部を読み込めば、ディ
レクトリの再構築に必要な次のレコード迄のオフセット
アドレスや現レコードのセクタ値、現レコードのキー
長、データ長を取得でき、現レコードフィールドのコピ
ーを行って次のレコードの処理に移れる。これをエンド
マーク検出まで続けるとディレクトリを除く全てのフィ
ールドのコピーができる。更に、上記コピー処理はディ
レクトリ再構築のために必要な全てのレコード部のディ
レクトリ復元データの読み込み処理を含んでいるため、
必然的にディレクトリを再構築することができる。そこ
で、各フィールドのコピー処理をすると同時にディレク
トリの再構築処理を行い、最後にチャネルアダプタＣＡ
内部で再構築したディレクトリをコピー先のディレクト
リ領域に書き込むことでメモリ交換処理時のユーザデー
タ消失を防止することができる。
【００８１】図４８及び図４９は半導体メモリにエラー
が生じた時のコピー処理のフロー図である。尚、半導体
ディスク装置は図１に示す構成を有しているものとす
る。サービスアダプタＳＡはエラーが発生した半導体メ
モリモジュールＭＳ及びトラックを認識すると（ステッ
プ５０１）、該半導体メモリモジュールＭＳのコピーを
開始する（ステップ５０２）。コピー対象トラックがエ
ラー発生トラックであるかチェックし（ステップ５０
３）、エラー発生トラックでなければ該トラックのコピ
ーを実行し（ステップ５０４）、コピー完了後半導体メ
モリモジュールＭＳのコピーが完了したチェックし（ス
テップ５０５）、完了していれば次のトラックについて
ステップ５０３以降の処理を行う。
が生じた時のコピー処理のフロー図である。尚、半導体
ディスク装置は図１に示す構成を有しているものとす
る。サービスアダプタＳＡはエラーが発生した半導体メ
モリモジュールＭＳ及びトラックを認識すると（ステッ
プ５０１）、該半導体メモリモジュールＭＳのコピーを
開始する（ステップ５０２）。コピー対象トラックがエ
ラー発生トラックであるかチェックし（ステップ５０
３）、エラー発生トラックでなければ該トラックのコピ
ーを実行し（ステップ５０４）、コピー完了後半導体メ
モリモジュールＭＳのコピーが完了したチェックし（ス
テップ５０５）、完了していれば次のトラックについて
ステップ５０３以降の処理を行う。
【００８２】一方、ステップ５０３において、コピー対
象トラックがエラー発生トラックの場合には、該エラー
発生トラックのコピーをチャネルアダプタＣＡに依頼す
る（ステップ５０６）。チャネルアダプタＣＡはフィー
ルド単位でのコピーを開始し、フィールドの読み込みを
行う（ステップ５０７）。該フィールドでエラーを検出
すれば（ステップ５０８）、ディレクトリのエラーかチ
ェックし（ステップ５０９）、ディレクトリのエラーで
ない場合には当該フィールドを無効化し（ステップ５１
０）、ステップ５０７に飛ぶ。しかし、ディレクトリの
エラーであればフラグＦを”１”にし（”１”→Ｆ、ス
テップ５１１）、ステップ５０７に飛ぶ。ステップ５０
８において、フィールドにエラーが存在しない場合に
は、該フィールドのコピーを実行し（ステップ５１
２）、ついで、Ｆ＝”１”かチェックし（ステップ５１
３）、Ｆ＝”１”の場合にはディレクトリの再構築処理
を行う（ステップ５１４）。
象トラックがエラー発生トラックの場合には、該エラー
発生トラックのコピーをチャネルアダプタＣＡに依頼す
る（ステップ５０６）。チャネルアダプタＣＡはフィー
ルド単位でのコピーを開始し、フィールドの読み込みを
行う（ステップ５０７）。該フィールドでエラーを検出
すれば（ステップ５０８）、ディレクトリのエラーかチ
ェックし（ステップ５０９）、ディレクトリのエラーで
ない場合には当該フィールドを無効化し（ステップ５１
０）、ステップ５０７に飛ぶ。しかし、ディレクトリの
エラーであればフラグＦを”１”にし（”１”→Ｆ、ス
テップ５１１）、ステップ５０７に飛ぶ。ステップ５０
８において、フィールドにエラーが存在しない場合に
は、該フィールドのコピーを実行し（ステップ５１
２）、ついで、Ｆ＝”１”かチェックし（ステップ５１
３）、Ｆ＝”１”の場合にはディレクトリの再構築処理
を行う（ステップ５１４）。
【００８３】しかる後、エンドマークＥＯＦが検出され
たチェックし（ステップ５１５）、検出してなければス
テップ５０７に飛び以降のフィールドのコピーを実行す
る。エンドマークＥＯＦが検出された場合には、Ｆ＝”
１”かチェックし（ステップ５１６）、Ｆ＝”０”の場
合にはサービスアダプタＳＡにコピー終了を通知する
（ステップ５１７）。これにより、サービスアダプタは
次のトラックに対してステップ５０３以降のコピー処理
を繰り返す。ステップ５１６において、Ｆ＝”１”の場
合には、再構築したディレクトリをコピー先のディレク
トリ領域に書き込み（ステップ５１８）、ついでＦを”
０”にし（”０”→Ｆ、ステップ５１９）、サービスア
ダプタＳＡにコピー終了を通知する（ステップ５１
７）。これにより、サービスアダプタは次のトラックに
対してステップ５０３以降のコピー処理を繰り返す。
たチェックし（ステップ５１５）、検出してなければス
テップ５０７に飛び以降のフィールドのコピーを実行す
る。エンドマークＥＯＦが検出された場合には、Ｆ＝”
１”かチェックし（ステップ５１６）、Ｆ＝”０”の場
合にはサービスアダプタＳＡにコピー終了を通知する
（ステップ５１７）。これにより、サービスアダプタは
次のトラックに対してステップ５０３以降のコピー処理
を繰り返す。ステップ５１６において、Ｆ＝”１”の場
合には、再構築したディレクトリをコピー先のディレク
トリ領域に書き込み（ステップ５１８）、ついでＦを”
０”にし（”０”→Ｆ、ステップ５１９）、サービスア
ダプタＳＡにコピー終了を通知する（ステップ５１
７）。これにより、サービスアダプタは次のトラックに
対してステップ５０３以降のコピー処理を繰り返す。
【００８４】以上のように、第３実施例によれば、ディ
レクトリを読み込めなくなっても、該ディレクトリを用
いずに各レコードに含まれる制御情報復元データを用い
て上位装置により指示された目的レコードへのアクセス
が可能となる。又、制御情報復元データを用いてディレ
クトリの再構築ができるため、以後、再構築したディレ
クトリを用いてアクセスができる。このため、アクセス
速度が低下することはない。又、メモリエラーによる半
導体メモリモジュール交換時のコピー処理において、デ
ィレクトリを読み込めなくなるエラーが検出された場合
にも、各レコードに含まれる制御情報復元データを用い
て順次次のレコード位置が判明するためレコードのコピ
ーができ、しかも、ディレクトリを再構築してコピー先
のディレクトリ領域に書き込むことができる。
レクトリを読み込めなくなっても、該ディレクトリを用
いずに各レコードに含まれる制御情報復元データを用い
て上位装置により指示された目的レコードへのアクセス
が可能となる。又、制御情報復元データを用いてディレ
クトリの再構築ができるため、以後、再構築したディレ
クトリを用いてアクセスができる。このため、アクセス
速度が低下することはない。又、メモリエラーによる半
導体メモリモジュール交換時のコピー処理において、デ
ィレクトリを読み込めなくなるエラーが検出された場合
にも、各レコードに含まれる制御情報復元データを用い
て順次次のレコード位置が判明するためレコードのコピ
ーができ、しかも、ディレクトリを再構築してコピー先
のディレクトリ領域に書き込むことができる。
【００８５】(d) 第４実施例 (d-1) 全体の構成 図５０はデータを圧縮して半導体ディスクに記憶する半
導体ディスク装置の実施例の構成図であり、二重化構成
になっており、添字１を有するモジュールは第１の半導
体ディスク装置Ｇ０側のモジュールであり、添字２を有
するモジュールは第２半導体ディスク装置Ｇ１側のモジ
ュール、添字の無いモジュールは共通のモジュールであ
る。
導体ディスク装置の実施例の構成図であり、二重化構成
になっており、添字１を有するモジュールは第１の半導
体ディスク装置Ｇ０側のモジュールであり、添字２を有
するモジュールは第２半導体ディスク装置Ｇ１側のモジ
ュール、添字の無いモジュールは共通のモジュールであ
る。
【００８６】ＣＡ1，ＣＡ2は上位装置のＣＰＵ、チャネ
ルとのインターフェース制御を行うチャネルアダプタで
あり、上位装置（チャネル）に接続されるようになって
いる。ＲＭ1，ＲＭ2はリソースマネージャであり排他制
御等の処理動作を制御すると共にサブシステム全体の資
源管理を行う。ＴＳ1，ＴＳ2は排他制御テーブル等のテ
ーブル類を記憶するテーブルストーリッジ（テーブル記
憶部）、ＳＡ1，ＳＡ2はサービスアダプタ、ＭＤＫは半
導体ディスクの内容を一時的にバックアップする磁気デ
ィスク装置、ＤＡ1，ＤＡ2は磁気ディスク装置とのイン
ターフェース制御を行うデバイスアダプタ、ＢＡＮ
Ｋ1，ＢＡＮＫ2は半導体ディスクであり、複数の半導体
メモリモジュール及び予備の半導体メモリモジュールが
搭載されるようになっている。ＥＳＰ1，ＥＳＰ2は半導
体ディスクへのアクセス制御を行うポート、ＭＴ1，Ｍ
Ｔ2は半導体メモリを多数の所定サイズのブロックに分
割した時、各ブロックの使用／未使用状態を記憶する半
導体メモリテーブル、ＭＣＡ1，ＭＣＡ2は半導体メモリ
におけるブロック毎の使用／未使用状態を管理し、チャ
ネルアダプタＣＡ1，ＣＡ2からのブロック要求により未
使用ブロックを割り当て、該ブロックを使用中にすると
共に、チャネルアダプタからのブロック解放要求により
所定の使用中ブロックを未使用中に変更する。
ルとのインターフェース制御を行うチャネルアダプタで
あり、上位装置（チャネル）に接続されるようになって
いる。ＲＭ1，ＲＭ2はリソースマネージャであり排他制
御等の処理動作を制御すると共にサブシステム全体の資
源管理を行う。ＴＳ1，ＴＳ2は排他制御テーブル等のテ
ーブル類を記憶するテーブルストーリッジ（テーブル記
憶部）、ＳＡ1，ＳＡ2はサービスアダプタ、ＭＤＫは半
導体ディスクの内容を一時的にバックアップする磁気デ
ィスク装置、ＤＡ1，ＤＡ2は磁気ディスク装置とのイン
ターフェース制御を行うデバイスアダプタ、ＢＡＮ
Ｋ1，ＢＡＮＫ2は半導体ディスクであり、複数の半導体
メモリモジュール及び予備の半導体メモリモジュールが
搭載されるようになっている。ＥＳＰ1，ＥＳＰ2は半導
体ディスクへのアクセス制御を行うポート、ＭＴ1，Ｍ
Ｔ2は半導体メモリを多数の所定サイズのブロックに分
割した時、各ブロックの使用／未使用状態を記憶する半
導体メモリテーブル、ＭＣＡ1，ＭＣＡ2は半導体メモリ
におけるブロック毎の使用／未使用状態を管理し、チャ
ネルアダプタＣＡ1，ＣＡ2からのブロック要求により未
使用ブロックを割り当て、該ブロックを使用中にすると
共に、チャネルアダプタからのブロック解放要求により
所定の使用中ブロックを未使用中に変更する。
【００８７】ＢＵＳ1，ＢＵＳ2はバスであり、制御用バ
ス、データ転送用バス、サービスバスを有している。Ｃ
ＢＵＳは一方のテーブル記憶部ＴＳ1（ＴＳ2）の内容が
変化した時、直ちに他方のテーブル記憶部ＴＳ2（Ｔ
Ｓ1）にコピーするコピーバス、ＣＢＵＳ′は一方の半
導体メモリテーブルＭＴ1（ＭＴ2）の内容が変化した
時、直ちに他方の半導体メモリテーブルＭＴ2（ＭＴ1）
にコピーするコピーバスである。第１、第２半導体ディ
スク装置Ｇ０，Ｇ１は中央点線を中心に対称に構成され
ており、上位ＣＰＵは対称に第１、第２半導体ディスク
装置のチャネルアダプタＣＡ1，ＣＡ2に接続されてい
る。
ス、データ転送用バス、サービスバスを有している。Ｃ
ＢＵＳは一方のテーブル記憶部ＴＳ1（ＴＳ2）の内容が
変化した時、直ちに他方のテーブル記憶部ＴＳ2（Ｔ
Ｓ1）にコピーするコピーバス、ＣＢＵＳ′は一方の半
導体メモリテーブルＭＴ1（ＭＴ2）の内容が変化した
時、直ちに他方の半導体メモリテーブルＭＴ2（ＭＴ1）
にコピーするコピーバスである。第１、第２半導体ディ
スク装置Ｇ０，Ｇ１は中央点線を中心に対称に構成され
ており、上位ＣＰＵは対称に第１、第２半導体ディスク
装置のチャネルアダプタＣＡ1，ＣＡ2に接続されてい
る。
【００８８】(d-2) 半導体メモリの構成 半導体メモリＢＡＮＫは図５１に示すように、トラック
エミュレーションエリア５１と、レコードのうちデータ
部を圧縮して記憶する圧縮データ格納エリア５２に分け
られている。圧縮データ格納エリア５２は所定サイズの
多数のブロック（論理ブロック）に分割され、各レコー
ドのデータ部は圧縮された後、必要数のブロックに連続
的にあるいは分散して格納される。
エミュレーションエリア５１と、レコードのうちデータ
部を圧縮して記憶する圧縮データ格納エリア５２に分け
られている。圧縮データ格納エリア５２は所定サイズの
多数のブロック（論理ブロック）に分割され、各レコー
ドのデータ部は圧縮された後、必要数のブロックに連続
的にあるいは分散して格納される。
【００８９】トラックエミュレーションエリア５１の各
トラックはレコードのデータ部が記憶されない点を除け
ば、図３６に示すトラックフォーマットを備えている。
各トラックフィールドには図５２に示すように、ディレ
クトリ、ホームアドレスＨＡ、レコード０のカウント部
及びデータ部、各レコードのカウント部、キー部が記憶
される。各レコードＲi(i=1,2・・・)のカウント部Ｃには
フィールドを制御する制御情報やレコード番号ＣＣＨＨ
Ｒ、キー長ＫＬデータ長ＤＬ等が書かれ、更に、データ
部が記憶される圧縮データ格納エリア５２のブロック番
号（ブロックアドレス）が書かれるようになっている。
レコードを書き込は、図５３に示すように書き込むべき
レコードのデータ部ＤＴを圧縮して圧縮データＤＴ′と
し、ついで、該圧縮データＤＴ′のサイズに応じた数の
ブロック（図では３つ）確保し、該確保したブロックＢ
１〜Ｂ３に圧縮データＤＴ′の第１〜第３部分〜を
格納し、これらブロックＢ１〜Ｂ３のブロックアドレス
をカウント部に挿入してトラックエミュレーションエリ
ア５１に格納する。
トラックはレコードのデータ部が記憶されない点を除け
ば、図３６に示すトラックフォーマットを備えている。
各トラックフィールドには図５２に示すように、ディレ
クトリ、ホームアドレスＨＡ、レコード０のカウント部
及びデータ部、各レコードのカウント部、キー部が記憶
される。各レコードＲi(i=1,2・・・)のカウント部Ｃには
フィールドを制御する制御情報やレコード番号ＣＣＨＨ
Ｒ、キー長ＫＬデータ長ＤＬ等が書かれ、更に、データ
部が記憶される圧縮データ格納エリア５２のブロック番
号（ブロックアドレス）が書かれるようになっている。
レコードを書き込は、図５３に示すように書き込むべき
レコードのデータ部ＤＴを圧縮して圧縮データＤＴ′と
し、ついで、該圧縮データＤＴ′のサイズに応じた数の
ブロック（図では３つ）確保し、該確保したブロックＢ
１〜Ｂ３に圧縮データＤＴ′の第１〜第３部分〜を
格納し、これらブロックＢ１〜Ｂ３のブロックアドレス
をカウント部に挿入してトラックエミュレーションエリ
ア５１に格納する。
【００９０】(d-3) チャネルアダプタの構成 図５４は圧縮／復号処理を行うチャネルアダプタの構成
図である。チャネルアダプタ内部において、６１は非圧
縮データを記憶する大容量（例えば１トラック分）の第
１データバッファ、６２は圧縮データを記憶する大容量
（例えば１トラック分）の第２のデータバッファ、６３
はデータの圧縮・復号を行うデータ圧縮機構部、６４は
圧縮・復号動作を補助する辞書メモリ、６４はチャネル
インターフェースプロトコル制御部、６５は第１、第２
のデータバッファからのデータを選択して出力すると共
に、逆にデータを第１、第２のデータバッファに選択的
に出力するセレクタ、６６は半導体ディスク装置内部の
他のユニットと接続された内部バスを制御する内部バス
インターフェース制御部（ＢＩＬ）、６７は非圧縮デー
タのバイト数を計数する第１のカウンタ、６８は圧縮デ
ータのバイト数を計数する第２のカウンタ、６９はこれ
らハードウェア資源をマイクロプログラムにより制御す
るＭＰＵ、７０はプログラム、制御テーブルその他のテ
ーブル類を格納するコントロールストレージ、７１はバ
スである。
図である。チャネルアダプタ内部において、６１は非圧
縮データを記憶する大容量（例えば１トラック分）の第
１データバッファ、６２は圧縮データを記憶する大容量
（例えば１トラック分）の第２のデータバッファ、６３
はデータの圧縮・復号を行うデータ圧縮機構部、６４は
圧縮・復号動作を補助する辞書メモリ、６４はチャネル
インターフェースプロトコル制御部、６５は第１、第２
のデータバッファからのデータを選択して出力すると共
に、逆にデータを第１、第２のデータバッファに選択的
に出力するセレクタ、６６は半導体ディスク装置内部の
他のユニットと接続された内部バスを制御する内部バス
インターフェース制御部（ＢＩＬ）、６７は非圧縮デー
タのバイト数を計数する第１のカウンタ、６８は圧縮デ
ータのバイト数を計数する第２のカウンタ、６９はこれ
らハードウェア資源をマイクロプログラムにより制御す
るＭＰＵ、７０はプログラム、制御テーブルその他のテ
ーブル類を格納するコントロールストレージ、７１はバ
スである。
【００９１】（d-4) レコード読み取り処理 図５５はレコード読み取り処理のシーケンス説明図であ
る。上位装置ＣＰＵよりシークコマンドＳＫが発生する
と、チャネルアダプタＣＡ（ＭＰＵ６９）は直ちに動作
終了信号を上位装置に返す。上位装置ＣＰＵは動作終了
信号を受信すれば、つぎにセットセクタコマンドＳＳを
発行する。以後、同様にして上位装置はサーチＩＤコマ
ンドＳＩＤ及びリードコマンド(READ CKD)を発行し、チ
ャネルアダプタＣＡはこれらコマンドを受信する。チャ
ネルアダプタＣＡのＭＰＵ６９はリードコマンドを受信
すると、制御テーブルを用いてシ−クコマンドで指示さ
れている論理アドレス（トラックアドレスＣＣＨＨ）を
半導体ディスクの物理アドレスに変換する。この物理ア
ドレスはトラックエミュレーションエリア５１における
対応トラックの先頭アドレス、換言すればディレクトリ
の先頭アドレスを示しているから、半導体ディスクより
ディレクトリを読み込む。
る。上位装置ＣＰＵよりシークコマンドＳＫが発生する
と、チャネルアダプタＣＡ（ＭＰＵ６９）は直ちに動作
終了信号を上位装置に返す。上位装置ＣＰＵは動作終了
信号を受信すれば、つぎにセットセクタコマンドＳＳを
発行する。以後、同様にして上位装置はサーチＩＤコマ
ンドＳＩＤ及びリードコマンド(READ CKD)を発行し、チ
ャネルアダプタＣＡはこれらコマンドを受信する。チャ
ネルアダプタＣＡのＭＰＵ６９はリードコマンドを受信
すると、制御テーブルを用いてシ−クコマンドで指示さ
れている論理アドレス（トラックアドレスＣＣＨＨ）を
半導体ディスクの物理アドレスに変換する。この物理ア
ドレスはトラックエミュレーションエリア５１における
対応トラックの先頭アドレス、換言すればディレクトリ
の先頭アドレスを示しているから、半導体ディスクより
ディレクトリを読み込む。
【００９２】ついで、セットセクタコマンドで指示され
ているセクタ値に応じたレコード番号をセクタディレク
トリより求める（セットセクタ動作）。しかる後、該レ
コード番号のアドレスをレコードディレクトリより求
め、該アドレスよりレコードのカウント部を読み取り、
該カウント部に含まれるレコードのＣＣＨＨＲとサーチ
ＩＤコマンドで指示されている目的レコードのＣＣＨＨ
Ｒが一致するかチェックする。一致すればサーチＩＤ動
作を終了する。一致しない場合には次のレコード番号の
レコードを読み取って同様の処理を行う。目的のレコー
ドが見つかれば、内部バスインタフェース制御部（ＢＩ
Ｌ）６６を介して該レコードのカウント部Ｃ、キー部Ｋ
を読み出す。セレクタ６５は該カウント部Ｃ、キー部Ｋ
を第１のデータバッファ６１にセットし、チャネルイン
タフェースプロトコル制御部６４は該カウント部、キー
部を上位装置に転送する。ついで、チャネルアダプタＣ
ＡのＭＰＵはカウント部Ｃに書き込まれているブロック
アドレス（１つに限らない）をＢＩＬにセットする。こ
れにより、以後ＢＩＬはブロックアドレスが指示するブ
ロックよりデータを順次読み取りセレクタ６５を介して
第２のデータバッファ６２に書き込む。データ圧縮機構
６３は圧縮データを復元し、第１データバッファ６１に
セットし、チャネルインタフェースプロトコル制御部６
４は該データを上位装置に転送する。
ているセクタ値に応じたレコード番号をセクタディレク
トリより求める（セットセクタ動作）。しかる後、該レ
コード番号のアドレスをレコードディレクトリより求
め、該アドレスよりレコードのカウント部を読み取り、
該カウント部に含まれるレコードのＣＣＨＨＲとサーチ
ＩＤコマンドで指示されている目的レコードのＣＣＨＨ
Ｒが一致するかチェックする。一致すればサーチＩＤ動
作を終了する。一致しない場合には次のレコード番号の
レコードを読み取って同様の処理を行う。目的のレコー
ドが見つかれば、内部バスインタフェース制御部（ＢＩ
Ｌ）６６を介して該レコードのカウント部Ｃ、キー部Ｋ
を読み出す。セレクタ６５は該カウント部Ｃ、キー部Ｋ
を第１のデータバッファ６１にセットし、チャネルイン
タフェースプロトコル制御部６４は該カウント部、キー
部を上位装置に転送する。ついで、チャネルアダプタＣ
ＡのＭＰＵはカウント部Ｃに書き込まれているブロック
アドレス（１つに限らない）をＢＩＬにセットする。こ
れにより、以後ＢＩＬはブロックアドレスが指示するブ
ロックよりデータを順次読み取りセレクタ６５を介して
第２のデータバッファ６２に書き込む。データ圧縮機構
６３は圧縮データを復元し、第１データバッファ６１に
セットし、チャネルインタフェースプロトコル制御部６
４は該データを上位装置に転送する。
【００９３】（d-5) レコード書替え処理 図５６はレコード書替え処理のフロー図である。ライト
コマンド(WRITE D)を受付けるまではリードコマンドの
処理と同様である。チャネルインターフェースプロトコ
ル制御部６４は上位装置からライトコマンド(WRITE D)
を受信するとレコードを一時的に大容量のデータバッフ
ァ６１に格納する（ステップ６０１）。ついで、チャネ
ルアダプタＣＡのＭＰＵ６９は制御テーブルを用いてシ
−クコマンドで指示されている論理アドレス（トラック
アドレスＣＣＨＨ）を半導体ディスクの物理アドレスに
変換する。この物理アドレスは対応トラックのディレク
トリ位置を示しているから、該ディレクトリを読み込む
（ステップ６０２）。
コマンド(WRITE D)を受付けるまではリードコマンドの
処理と同様である。チャネルインターフェースプロトコ
ル制御部６４は上位装置からライトコマンド(WRITE D)
を受信するとレコードを一時的に大容量のデータバッフ
ァ６１に格納する（ステップ６０１）。ついで、チャネ
ルアダプタＣＡのＭＰＵ６９は制御テーブルを用いてシ
−クコマンドで指示されている論理アドレス（トラック
アドレスＣＣＨＨ）を半導体ディスクの物理アドレスに
変換する。この物理アドレスは対応トラックのディレク
トリ位置を示しているから、該ディレクトリを読み込む
（ステップ６０２）。
【００９４】しかる後、リードコマンドの場合と同様に
目的レコードのアドレスを求め、該アドレスより目的レ
コードのカウント部を読み取る（ステップ６０３）。そ
して、カウント部に含まれるブロックアドレス及びブロ
ック数Ｂoを保存する(ステップ６０４）。尚、このブロ
ックアドレス及びブロック数は、目的レコードのデータ
部が記憶されているブロックのアドレス及びその数を示
す。ブロックアドレス及びブロック数Ｂoの保存が完了
すれば、あるいは以上と並行してデータ圧縮機構６３は
レコードのうちデータ部を圧縮して第２のデータバッフ
ァ６２に格納する（ステップ６０５）。圧縮データのバ
イト数は第２のカウンタ６８が監視しているから、該バ
イト数を１ブロックの容量で除算することにより必要な
ブロック数Ｂnを求める(ステップ６０６）。ブロック数
Ｂnが求まれば、今までのブロック数Ｂoとの大小を比較
し（ステップ６０７）、Ｂn＝Ｂoであれば、ＢＩＬに今
までのブロックアドレスをセットし（ステップ６０
８）、該ブロックアドレスが指示するブロックに圧縮デ
ータを書き込む（ステップ６０９）。
目的レコードのアドレスを求め、該アドレスより目的レ
コードのカウント部を読み取る（ステップ６０３）。そ
して、カウント部に含まれるブロックアドレス及びブロ
ック数Ｂoを保存する(ステップ６０４）。尚、このブロ
ックアドレス及びブロック数は、目的レコードのデータ
部が記憶されているブロックのアドレス及びその数を示
す。ブロックアドレス及びブロック数Ｂoの保存が完了
すれば、あるいは以上と並行してデータ圧縮機構６３は
レコードのうちデータ部を圧縮して第２のデータバッフ
ァ６２に格納する（ステップ６０５）。圧縮データのバ
イト数は第２のカウンタ６８が監視しているから、該バ
イト数を１ブロックの容量で除算することにより必要な
ブロック数Ｂnを求める(ステップ６０６）。ブロック数
Ｂnが求まれば、今までのブロック数Ｂoとの大小を比較
し（ステップ６０７）、Ｂn＝Ｂoであれば、ＢＩＬに今
までのブロックアドレスをセットし（ステップ６０
８）、該ブロックアドレスが指示するブロックに圧縮デ
ータを書き込む（ステップ６０９）。
【００９５】一方、Ｂn＜Ｂoの場合には、ＭＰＵ６９は
不要になった（Ｂo−Ｂn)個のブロックアドレスを半導
体メモリ管理アダプタＭＣＴに指示する。これにより、
半導体メモリ管理アダプタＭＣＴは指示されたブロック
アドレスを未使用にするようにメモリテーブルＭＴの内
容を変更する（ステップ６１０）。又、ＭＰＵ６９は目
的レコードのカウント部より、解放指示したブロックの
ブロックアドレスを削除する（ステップ６１１）。以
後、チャネルアダプタのＭＰＵ６９はＢＩＬ６６に必要
な数のブロックアドレスをセットし（ステップ６０
８）、該ブロックアドレスが指示するブロックに圧縮デ
ータを書き込む（ステップ６０９）。
不要になった（Ｂo−Ｂn)個のブロックアドレスを半導
体メモリ管理アダプタＭＣＴに指示する。これにより、
半導体メモリ管理アダプタＭＣＴは指示されたブロック
アドレスを未使用にするようにメモリテーブルＭＴの内
容を変更する（ステップ６１０）。又、ＭＰＵ６９は目
的レコードのカウント部より、解放指示したブロックの
ブロックアドレスを削除する（ステップ６１１）。以
後、チャネルアダプタのＭＰＵ６９はＢＩＬ６６に必要
な数のブロックアドレスをセットし（ステップ６０
８）、該ブロックアドレスが指示するブロックに圧縮デ
ータを書き込む（ステップ６０９）。
【００９６】又、Ｂn＞Ｂoの場合には、ＭＰＵ６９は
（Ｂn−Ｂo)個の不足ブロックの割り当てを半導体メモ
リ管理アダプタＭＣＴに要求する（ステップ６１２）。
半導体メモリ管理アダプタＭＣＴは該ブロック要求を受
信すると、メモリテーブルＭＴを参照して要求された数
の未使用ブロックを求めて使用中に変更すると共に、該
求めた未使用ブロックのブロックアドレスをチャネルア
ダプタＣＡに通知する。チャネルアダプタＣＡのＭＰＵ
６９は半導体メモリ管理アダプタＭＣＴより必要な数の
ブロックアドレスを受信すれば（ステップ６１３）、目
的レコードのカウント部に新たに割り当てられたブロッ
クのブロックアドレスを追加する（ステップ６１４）。
以後、チャネルアダプタのＭＰＵ６９はＢＩＬ６６に新
レコードの書き込みに必要な数のブロックアドレスをセ
ットし（ステップ６０８）、該ブロックアドレスが指示
するブロックに順次圧縮データを書き込む（ステップ６
０９）。
（Ｂn−Ｂo)個の不足ブロックの割り当てを半導体メモ
リ管理アダプタＭＣＴに要求する（ステップ６１２）。
半導体メモリ管理アダプタＭＣＴは該ブロック要求を受
信すると、メモリテーブルＭＴを参照して要求された数
の未使用ブロックを求めて使用中に変更すると共に、該
求めた未使用ブロックのブロックアドレスをチャネルア
ダプタＣＡに通知する。チャネルアダプタＣＡのＭＰＵ
６９は半導体メモリ管理アダプタＭＣＴより必要な数の
ブロックアドレスを受信すれば（ステップ６１３）、目
的レコードのカウント部に新たに割り当てられたブロッ
クのブロックアドレスを追加する（ステップ６１４）。
以後、チャネルアダプタのＭＰＵ６９はＢＩＬ６６に新
レコードの書き込みに必要な数のブロックアドレスをセ
ットし（ステップ６０８）、該ブロックアドレスが指示
するブロックに順次圧縮データを書き込む（ステップ６
０９）。
【００９７】以上、第４の実施例によれば、ユーザデー
タを圧縮して記憶するからメモリの有効利用が図れ、し
かも、制御情報（ディレクトリ、カウント部等）は圧縮
しないため、復元処理が不要となり上位装置のデータア
クセス時間の短縮を図ることができる。又、第４実施例
によれば、データを圧縮して半導体メモリに書き込む場
合、効果的にメモリ領域の解放、割当てを行ってメモリ
の有効利用を図ることができる。以上、本発明を実施例
により説明したが、本発明は請求の範囲に記載した本発
明の主旨に従い種々の変形が可能であり、本発明はこれ
らを排除するものではない。
タを圧縮して記憶するからメモリの有効利用が図れ、し
かも、制御情報（ディレクトリ、カウント部等）は圧縮
しないため、復元処理が不要となり上位装置のデータア
クセス時間の短縮を図ることができる。又、第４実施例
によれば、データを圧縮して半導体メモリに書き込む場
合、効果的にメモリ領域の解放、割当てを行ってメモリ
の有効利用を図ることができる。以上、本発明を実施例
により説明したが、本発明は請求の範囲に記載した本発
明の主旨に従い種々の変形が可能であり、本発明はこれ
らを排除するものではない。
【００９８】
・第１発明（第１実施例）の効果 以上第１の発明によれば、予備の半導体メモリモジュー
ルを追加するだけで、メモリエラーが生じた半導体メモ
リモジュールの記憶内容を無停止で退避することがで
き、しかも、大がかりな保守装置を必要としない。ま
た、第１発明によれば、半導体メモリモジュールをアク
セス制御単位に細分化し、該アクセス制御単位でコピー
を行う。このため、該制御単位で排他制御を行うことが
でき、コピー中であっても上位装置はコピー対象でない
他のアクセス制御単位部分にアクセスすることができ、
上位装置のアクセスに悪影響を与えることがない。更
に、第１発明によれば制御単位のコピーが完了する毎に
サービスアダプタＳＡは、チャネルアダプタＣＡ等に設
けられている制御テーブルＣＴＬにおける物理アドレス
をコピー先の物理アドレスに変更する、このため、アク
セス制御単位のコピー完了後、該アクセス制御単位につ
いては直ちにコピー先（予備の半導体メモリモジュー
ル）にアクセスすることができる。
ルを追加するだけで、メモリエラーが生じた半導体メモ
リモジュールの記憶内容を無停止で退避することがで
き、しかも、大がかりな保守装置を必要としない。ま
た、第１発明によれば、半導体メモリモジュールをアク
セス制御単位に細分化し、該アクセス制御単位でコピー
を行う。このため、該制御単位で排他制御を行うことが
でき、コピー中であっても上位装置はコピー対象でない
他のアクセス制御単位部分にアクセスすることができ、
上位装置のアクセスに悪影響を与えることがない。更
に、第１発明によれば制御単位のコピーが完了する毎に
サービスアダプタＳＡは、チャネルアダプタＣＡ等に設
けられている制御テーブルＣＴＬにおける物理アドレス
をコピー先の物理アドレスに変更する、このため、アク
セス制御単位のコピー完了後、該アクセス制御単位につ
いては直ちにコピー先（予備の半導体メモリモジュー
ル）にアクセスすることができる。
【００９９】また、第１発明によれば、アクセス制御単
位毎にコピーが正常に完了したか否かを管理するコピー
管理テーブルを設け、チャネルアダプタＣＡ等のモジュ
ールはデータリード時に該コピー管理テーブルを参照
し、アクセス対象である領域（トラック）が正常の場合
にはアクセスし、異常の場合にはアクセスせずエラーと
する。この結果、コピー時にコピーエラーが発生しても
誤ったデータを読み取って処理することがなく、誤動作
を防止できる。更に第１発明によれば、チャネルアダプ
タ等のモジュールはコピー中の半導体メモリモジュール
にデータを書き込む際、フォーキング処理に従ってオリ
ジナルな物理アドレスとコピー先の物理アドレスが示す
２つの記憶エリアにデータを書き込む。この結果、制御
単位のコピー完了毎に制御テーブルを変更する必要がな
く、コピーを高速に行うことができる。又、第１発明に
よれば、コピーを停止して上位装置ＣＰＵの書き込みコ
マンドを実行するようにしたから上位装置のアクセス速
度は低下しない。又、この場合、アクセス単位がコピー
単位より大きいければ、アクセス単位部分のコピーが完
了したものとみなするからコピー速度を向上することが
できる。
位毎にコピーが正常に完了したか否かを管理するコピー
管理テーブルを設け、チャネルアダプタＣＡ等のモジュ
ールはデータリード時に該コピー管理テーブルを参照
し、アクセス対象である領域（トラック）が正常の場合
にはアクセスし、異常の場合にはアクセスせずエラーと
する。この結果、コピー時にコピーエラーが発生しても
誤ったデータを読み取って処理することがなく、誤動作
を防止できる。更に第１発明によれば、チャネルアダプ
タ等のモジュールはコピー中の半導体メモリモジュール
にデータを書き込む際、フォーキング処理に従ってオリ
ジナルな物理アドレスとコピー先の物理アドレスが示す
２つの記憶エリアにデータを書き込む。この結果、制御
単位のコピー完了毎に制御テーブルを変更する必要がな
く、コピーを高速に行うことができる。又、第１発明に
よれば、コピーを停止して上位装置ＣＰＵの書き込みコ
マンドを実行するようにしたから上位装置のアクセス速
度は低下しない。又、この場合、アクセス単位がコピー
単位より大きいければ、アクセス単位部分のコピーが完
了したものとみなするからコピー速度を向上することが
できる。
【０１００】・第２の発明の効果、 第２の発明によれば、半導体ディスクの構成を変更して
も、構成変更前にバックアップディスク装置に退避した
データを構成変更後の半導体ディスク装置に正しく復元
でき、変更前のユーザデータが無効化されることがなく
使用することができる。従って、半導体ディスクの構成
を適宜に自由に変更することができる。 ・第３の発明 第３の発明によれば、各レコードのカウント部にディレ
クトリ復元データ（制御情報復元データ）を含ませたか
ら、エラーによりディレクトリを読み込めなくなって
も、各レコードに含まれる制御情報復元データを用い
て、上位装置から指示された目的レコードへのアクセス
が可能となる。又、制御情報復元データを用いてディレ
クトリの再構築ができため、以後、再構築したディレク
トリを用いてアクセスができる。このため、上位装置の
アクセス速度は低下することがない。又、第３発明によ
れば、エラーによる半導体メモリモジュール交換時のコ
ピー処理において、ディレクトリでエラーが検出された
場合にも、各レコードに含まれる制御情報復元データを
用いて順次、次のレコード位置が判明するためレコード
のコピーができ、しかも、ディレクトリを再構築してコ
ピー先のディレクトリ領域に書き込むことができる。
も、構成変更前にバックアップディスク装置に退避した
データを構成変更後の半導体ディスク装置に正しく復元
でき、変更前のユーザデータが無効化されることがなく
使用することができる。従って、半導体ディスクの構成
を適宜に自由に変更することができる。 ・第３の発明 第３の発明によれば、各レコードのカウント部にディレ
クトリ復元データ（制御情報復元データ）を含ませたか
ら、エラーによりディレクトリを読み込めなくなって
も、各レコードに含まれる制御情報復元データを用い
て、上位装置から指示された目的レコードへのアクセス
が可能となる。又、制御情報復元データを用いてディレ
クトリの再構築ができため、以後、再構築したディレク
トリを用いてアクセスができる。このため、上位装置の
アクセス速度は低下することがない。又、第３発明によ
れば、エラーによる半導体メモリモジュール交換時のコ
ピー処理において、ディレクトリでエラーが検出された
場合にも、各レコードに含まれる制御情報復元データを
用いて順次、次のレコード位置が判明するためレコード
のコピーができ、しかも、ディレクトリを再構築してコ
ピー先のディレクトリ領域に書き込むことができる。
【０１０１】・第４の発明の効果 第４の発明によれば、ユーザデータを圧縮して記憶する
からメモリの有効利用が図れ、しかも、制御情報（ディ
レクトリ、カウント部等）は圧縮しないため、復元処理
が不要となり上位装置のデータアクセス時間の短縮を図
ることができる。又、データを圧縮して半導体メモリに
書き込む場合、効果的にメモリ領域の解放、割当て制御
を行うからメモリの有効利用を図ることができる。
からメモリの有効利用が図れ、しかも、制御情報（ディ
レクトリ、カウント部等）は圧縮しないため、復元処理
が不要となり上位装置のデータアクセス時間の短縮を図
ることができる。又、データを圧縮して半導体メモリに
書き込む場合、効果的にメモリ領域の解放、割当て制御
を行うからメモリの有効利用を図ることができる。
【図１】本発明の半導体ディスク装置の構成図（第１実
施例）である。
施例）である。
【図２】制御テーブルの説明図である。
【図３】コピー管理テーブルの説明図である。
【図４】半導体ディスクの構成図である。
【図５】制御テーブルの内容（初期状態）説明図であ
る。
る。
【図６】コピー処理説明図である。
【図７】制御テーブルの内容（中間）説明図である。
【図８】制御テーブルの内容（コピー完了）説明図であ
る。
る。
【図９】コピー処理のフロー図（その１）である。
【図１０】コピー処理のフロー図（その２）である。
【図１１】コピー管理テーブルの説明図である。
【図１２】半導体メモリモジュールの交換後の処理フロ
ー図である。
ー図である。
【図１３】半導体メモリモジュールの交換後の別の処理
フロー図である。
フロー図である。
【図１４】コピー管理テーブルを用いたアクセス処理フ
ロー図である。
ロー図である。
【図１５】制御テーブルの別の構成図である。
【図１６】制御テーブルの内容（初期時）説明図であ
る。
る。
【図１７】制御テーブルの内容（変更指示後）説明図で
ある。
ある。
【図１８】フォーキング処理説明図である。
【図１９】コピー処理説明図である。
【図２０】制御テーブルの内容（物理アドレス交換指示
後）説明図である。
後）説明図である。
【図２１】制御テーブルの内容（コピー終了時）説明図
である。
である。
【図２２】コピー処理のフロー図（その１）である。
【図２３】コピー処理のフロー図（その２）である。
【図２４】コピー中の制御単位エリアにライト命令が発
生した場合の処理フロー図である。
生した場合の処理フロー図である。
【図２５】半導体ディスク装置の実際の構成図である。
【図２６】各モジュールの構成図である。
【図２７】本発明の半導体ディスク装置の別の構成図
（第２実施例）である。
（第２実施例）である。
【図２８】論理ドライブの構成である。
【図２９】論理ドライブ構成の変更説明図である。
【図３０】論理ドライブ変更時の従来の問題点説明図で
ある。
ある。
【図３１】論理ドライブ構成変更の別の説明図である。
【図３２】本発明の復元処理の概略説明図である。
【図３３】アドレス変換テーブル説明図である。
【図３４】ユーザデータ復元説明図である。
【図３５】本発明の復元処理のフロー図である。
【図３６】半導体ディスクにおけるトラックフォーマッ
ト説明図である。
ト説明図である。
【図３７】ディレクトリの構成図である。
【図３８】カウント部の構成図である。
【図３９】トラックフィールドの構成説明図である。
【図４０】レコードの読み取りシーケンス説明図であ
る。
る。
【図４１】レコード書き込みシーケンス説明図である。
【図４２】カウント部付加情報を用いたスキップサーチ
処理のフロー図である。
処理のフロー図である。
【図４３】カウント部付加情報を用いたスキップサーチ
処理の説明図である。
処理の説明図である。
【図４４】レコードディレクトリの再構成処理のフロー
図である。
図である。
【図４５】セクタディレクトリの再構成処理のフロー図
である。
である。
【図４６】ディレクトリにエラーが発生した場合の全体
のシーケンス説明図である。
のシーケンス説明図である。
【図４７】トラック特殊アクセス法を用いたホストアク
セスの説明図である。
セスの説明図である。
【図４８】半導体メモリにエラーが発生した時のコピー
処理フロー図（その１）である。
処理フロー図（その１）である。
【図４９】半導体メモリにエラーが発生した時のコピー
処理フロー図（その２）である。
処理フロー図（その２）である。
【図５０】半導体ディスク装置の構成図（第４実施例）
である。
である。
【図５１】メモリマップ説明図である。
【図５２】トラックエミュレーションエリアの説明図で
ある。
ある。
【図５３】ユーザデータの論理ブロックへの格納説明図
である。
である。
【図５４】チャネルアダプタの構成図である。
【図５５】レコードの読み取りシーケンス説明図であ
る。
る。
【図５６】レコードの書替え処理のフロー図である。
【図５７】従来の半導体ディスク装置の構成図である。
11a-1,11a-2・・上位装置 １２・・半導体ディスク装置 １３・・半導体ディスク制御装置 13a-1,13a-2・・チャネルアダプタ １３ｂ・・リソースマネージャ １３ｃ・・サービスアダプタ １４・・半導体ディスク １４ａ〜１４ｎ・・複数の半導体メモリモジュール １６・・予備の半導体メモリモジュール
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 西 英俊 神奈川県横浜市港北区新横浜２丁目４番19 号 株式会社富士通プログラム技研内
Claims (24)
- 【請求項１】 複数の半導体メモリモジュールと、 予備の半導体メモリモジュールと、 半導体メモリモジュールへのデータの書き込み及び読み
出しを制御するチャネルアダプタと、 半導体メモリモジュールへのアクセスに関して排他制御
を実行する排他制御部と、 各半導体メモリモジュールのメモリエラーを監視し、メ
モリエラーが発生した半導体メモリモジュールの記憶内
容を予備の半導体メモリモジュールにコピーする制御を
行うサービスアダプタを備え、 各半導体メモリモジュールをそれぞれ複数のアクセス制
御単位に分け、サービスアダプタは該アクセス制御単位
でメモリエラーが生じた半導体メモリモジュールの記憶
内容を予備の半導体メモリモジュールにコピーすること
を特徴とする半導体ディスク装置。 - 【請求項２】 前記排他制御部はアクセス制御単位で排
他制御を行うことを特徴とする請求項１記載の半導体デ
ィスク制御装置。 - 【請求項３】 アクセス制御単位毎にコピーが正常に完
了したか否かを示すコピー管理テーブルを備え、 チャネルアダプタはデータリード時に該コピー管理テー
ブルを参照し、アクセス対象である領域が正常の場合に
はアクセスし、異常の場合にはアクセスせずエラーと
し、又、データライト時、アクセス対象の領域にデータ
を書き込むと共に、該領域に応じたコピー管理データを
正常とすることを特徴とする請求項１又請求項２記載の
半導体ディスク制御装置。 - 【請求項４】 少なくともチャネルアダプタは、各半導
体メモリモジュールのアクセス制御単位毎に論理アドレ
スと物理アドレスの対応を保持する制御テーブルを備
え、 サービスアダプタはアクセス制御単位のコピー完了後
に、制御テーブルにおける該アクセス制御単位の物理ア
ドレスをコピー先の物理アドレスに変更するように制御
することを特徴とする請求項１又は請求項２記載の半導
体ディスク装置。 - 【請求項５】 少なくともチャネルアダプタは、各半導
体メモリモジュールのアクセス制御単位毎に論理アドレ
スと物理アドレスの対応を保持する制御テーブルを備
え、 メモリエラーが発生して半導体メモリモジュールの記憶
内容を予備の半導体メモリモジュールにコピーするに先
だって、サービスアダプタは、エラーが生じた半導体メ
モリモジュールの各論理アドレスにオリジナルな物理ア
ドレスとコピー先の物理アドレスとが対応するように制
御テーブルを変更すると共に、チャネルアダプタに該半
導体メモリモジュールへのデータ書き込みをオリジナル
な物理アドレスとコピー先の物理アドレスが示す２つの
記憶エリアに書き込むように指示し、エラーが生じた半
導体メモリモジュールの予備の半導体メモリモジュール
へのコピー終了後に、エラーが生じた半導体メモリモジ
ュールの各論理アドレスに前記コピー先の物理アドレス
のみが対応するように制御テーブルを変更することを特
徴とする請求項１又は請求項２記載の半導体ディスク装
置。 - 【請求項６】 チャネルアダプタは上位装置よりライト
命令を受信した時、排他制御部にアクセス許可を要求
し、 排他制御部はライト命令の対象である領域がコピー中の
場合には、サービスアダプタにライト命令の発生を通知
し、 サービスアダプタは該通知によりコピーを停止し、 チャネルアダプタは該領域にデータを書き込むことを特
徴とする請求項５記載の半導体ディスク装置。 - 【請求項７】 サービスアダプタは、ライト命令のアク
セス単位がコピーのアクセス単位よりも大きい場合に
は、当該ライト命令に書き込まれたアクセス単位領域の
コピーを行わず、小さい場合にはコピーのアクセス単位
で再度コピーすることを特徴とする請求項６記載の半導
体ディスク装置。 - 【請求項８】 サービスアダプタは、ライト命令のアク
セス単位がコピーのアクセス単位よりも大きい場合に
は、当該ライト命令に書き込まれたアクセス単位領域の
コピーを行わず、小さい場合にはライト命令で書き込ま
れた領域以外の部分をコピーすることを特徴とする請求
項６記載の半導体ディスク装置。 - 【請求項９】 複数の論理ドライブが割り付けられた半
導体ディスクと、 半導体ディスクへのデータの書き込み及び読み出しを制
御するチャネルアダプタと、 半導体ディスクをバックアップすると共に、複数の論理
ドライブが割り付けられたディスク装置と、 半導体ディスクに記憶されている各論理ドライブのデー
タをディスク装置の対応する論理ドライブに退避させる
と共に、ディスク装置の各論理ドライブに退避されてい
るデータを半導体ディスクの対応する論理ドライブに復
元するディスクアダプタとを備えた半導体ディスク装置
において、 半導体ディスクにおける各論理ドライブの先頭アドレス
及び容量を保持する第１の構成情報テーブルと、 ディスク装置における各論理ドライブの先頭アドレスと
容量を保持する第２の構成情報テーブルと、 半導体ディスクの構成変更及びディスク装置に退避され
ているデータの半導体ディスクへの復元を指示する指示
手段と、 構成変更指示に基づいて前記第１の構成情報テーブルが
変更された場合、該第１の構成情報テーブルと変更前の
第２の構成情報テーブルを用いて、論理ドライブ毎にデ
ィスクアドレスを半導体ディスクのアドレスに変換する
ためのアドレス変換テーブルを作成する手段を備え、 ディスクアダプタは復元に際して該アドレス変換テーブ
ルを用いてディスク装置の各論理ドライブに退避されて
いるデータを半導体ディスクの対応する論理ドライブに
復元する半導体ディスク装置。 - 【請求項１０】 前記アドレス変換テーブルを作成する
手段はディスクアダプタであり、ディスクアダプタは復
元が指示された時にアドレス変換テーブルを作成する請
求項９記載の半導体ディスク装置。 - 【請求項１１】 前記第１の構成情報テーブルは半導体
ディスクに記憶し、前記第２の構成情報テーブルはディ
スク装置に記憶する請求項１０記載の半導体ディスク装
置。 - 【請求項１２】 ディスクアダプタは、復元完了後に前
記第２の構成情報変換テーブルを第１の構成情報変換テ
ーブルに整合させる請求項１１記載の半導体ディスク装
置。 - 【請求項１３】 半導体メモリと、半導体メモリへのレ
コードの書き込み及び読み出しを制御する制御部を備
え、磁気ディスク装置のトラックに相当するメモリ領域
毎に、該メモリ領域に記録されているレコードの制御情
報を記録するディレクトリを設け、該ディレクトリの内
容に基づいて該メモリ領域にレコードを記録し、あるい
はレコードを再生する半導体ディスク装置において、 制御部はレコードに前記ディレクトリに記録される制御
情報の一部を復元するために必要な制御情報復元データ
を含ませてメモリ領域に記録することを特徴とする半導
体ディスク装置。 - 【請求項１４】 前記制御情報は各レコードのトラック
先頭からのオフセットアドレス、各レコードの所属する
セクタのセクタ値を含む請求項１３記載の半導体ディス
ク装置。 - 【請求項１５】 前記制御情報の一部を復元するために
必要なデータは、現レコードの先頭から次のレコードの
先頭までのオフセットアドレス及び現レコードが所属す
るセクタのセクタ値である請求項１４記載の半導体ディ
スク装置。 - 【請求項１６】 上位装置より指示されたレコードの読
み取りあるいは書き込み時にディレクトリにエラーが発
生した場合、制御部は上位装置の指示により各レコード
中に記録されている制御情報復元データを用いて上位装
置より指示された前記レコードのサーチを行うことを特
徴とする請求項１３記載の半導体ディスク装置。 - 【請求項１７】 上位装置より指示されたレコードの読
み取りあるいは書き込み時にディレクトリにエラーが発
生した場合、制御部は上位装置の指示により各レコード
中に記録されている制御情報復元データを用いて上位装
置より指示された前記レコードのサーチを行うと共に、
各レコードの制御情報復元データを用いてディレクトリ
を再構築することを特徴とする請求項１３記載の半導体
ディスク装置。 - 【請求項１８】 上位装置より指示されたレコードの読
み取りあるいは書き込み時にディレクトリにエラーが発
生した場合、制御部は自動的に該ディレクトリに応じた
各レコードに記録されている制御情報復元データを用い
て上位装置より指示された前記レコードのサーチを行う
ことを特徴とする請求項１３記載の半導体ディスク装
置。 - 【請求項１９】 上位装置より指示されたレコードの読
み取りあるいは書き込み時にディレクトリにエラーが発
生した場合、制御部は自動的に該ディレクトリに応じた
各レコードに記録されている制御情報復元データに基づ
いて上位装置より指示された前記レコードのサーチを行
うと共に、各レコードの制御情報復元データを用いてデ
ィレクトリを再構築することを特徴とする請求項１３記
載の半導体ディスク装置。 - 【請求項２０】 少なくとも１トラック分のレコード及
び該トラックのディレクトリを記憶するための予備の半
導体メモリを備え、 コピー時、半導体メモリの所定のトラックのディレクト
リにエラーが発生した場合、制御部は該トラックのレコ
ードを予備の半導体メモリにコピーしながら該レコード
中の制御情報復元データを用いてディレクトリを再構築
し、再構築したディレクトリを予備の半導体メモリのデ
ィレクトリ領域に書き込むことを特徴とする請求項１３
記載の半導体ディスク装置。 - 【請求項２１】 半導体ディスクと、上位装置からの指
示に従って半導体ディスクへのレコードの書き込み及び
読み出しを制御する制御部を備えた半導体ディスク装置
において、 半導体ディスクは、レコードに含まれる制御情報を記憶
する制御情報記憶領域と、多数のブロックに分割される
と共に、各ブロックはレコードに含まれるデータを記憶
するデータ記憶領域を備え、 制御部はレコードに含まれるデータを圧縮、復元する圧
縮・復元機構を備え、 上位装置からの書き込みコマンドを受信した時、制御部
はデータを圧縮してデータ記憶領域の所定ブロックに格
納し、かつ、制御情報に該データが格納されるブロック
のブロックアドレスを含ませて制御情報記憶領域に格納
することを特徴とする半導体ディスク装置。 - 【請求項２２】 各ブロックの使用／未使用を管理する
半導体メモリ管理部を備え、 レコード書替え時、制御部は書替え前のレコードの制御
情報を前記制御情報記憶領域より読み取って該レコード
のデータが格納されているブロックの数Ｂoを求め、書
替えデータを圧縮して得られる圧縮データの格納に必要
なブロック数Ｂnを求め、Ｂn＝Ｂoの場合には圧縮デー
タを前のデータが格納されていたブロックに書き込む請
求項２２記載の半導体ディスク装置。 - 【請求項２３】 Ｂn＞Ｂoの場合には、制御部は不足分
のブロックを前記半導体メモリ管理部に要求し、圧縮デ
ータを前のデータが格納されていたブロックと半導体メ
モリ管理部から指示されたブロックに書き込み、かつ、
制御情報に該指示されたブロックのブロックアドレスを
追加することを特徴とする請求項２２記載の半導体ディ
スク装置。 - 【請求項２４】 Ｂn＜Ｂoの場合には、制御部は余分の
ブロックを前記半導体メモリ管理部に通知し、圧縮デー
タを前のデータが格納されていたブロックのうち半導体
メモリ管理部に通知したブロック以外のブロックに書き
込み、かつ、制御情報より半導体メモリ管理部に通知し
たブロックのブロックアドレスを削除することを特徴と
する請求項２２記載の半導体ディスク装置。
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