JPH0772985A - Ｒａｉｄレベル５ディスクアレイにおけるリード−モディファイ−ライト パリティ オペレーションの遅延イニシエション方法 - Google Patents

Ｒａｉｄレベル５ディスクアレイにおけるリード−モディファイ−ライト パリティ オペレーションの遅延イニシエション方法

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JPH0772985A
JPH0772985A JP5286277A JP28627793A JPH0772985A JP H0772985 A JPH0772985 A JP H0772985A JP 5286277 A JP5286277 A JP 5286277A JP 28627793 A JP28627793 A JP 28627793A JP H0772985 A JPH0772985 A JP H0772985A
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parity
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disk
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Robert A Demoss
エイ．デモス ロバート
Keith B Dulac
ビー．デュラーク キース
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NCR Voyix Corp
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    • G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
    • G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
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Abstract

(57)【要約】 【目的】RAIDレベル４および５ ディスクアレイ内でデ
ータおよびパリティ情報を更新するための改良方法を与
える。 【構成】リード-モディファイ-ライト（ＲＭＷ）オペレ
ーションの期間中、更新すべき旧データおよび旧パリテ
ィ情報がディスクから読みだされ、新規パリティが発生
され、更新すべきデータおよびパリティを収容するディ
スクを同定し、当該データドライブおよびパリティドラ
イブを獲得するための適当な読み取りおよび書き込みリ
クエストをＩ／Ｏキュー中に置き、パリティオペレーシ
ョンのスケジュールを立てる。すなわち新規パリティ情
報の書き込みの実行はキュー待機中に、書き込みドライ
ブを獲得する最良の時期に行う。 【効果】データ読み出しおよび書き込みオペレーション
をパリティの読み取り、発生、および書き込みのオペレ
ーションから分離するのでアレイ内のドライブの利用効
率が高まる。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はコンピューターシステム
のディスクアレイ格納装置に関し、とくに、ディスクア
レイＩ／Ｏオペレーションの改良方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】RAID（Redundant Array of Inexpensive
Disks, 以下 RAID という）格納システムは現今のコン
ピューターシステムアーキテクチャのみならず将来のア
ーキテクチャで使用する高価な大型のディスク ドライ
ブの代わりとして開発されたものである。RAID 格納シ
ステムはパーソナルコンピューターおよびワークステー
ションで現在使用されている５．２５インチもしくは
３．５インチ ディスク ドライブのような小型の廉価な
ハードディスクのアレイを含む。ここ数年間、ディスク
アレイ製品が利用されてきたが、小型ディスク ドライ
ブの信頼性と性能が著しく改良され、しかもドライブの
コストが低下したため、近年 RAID システムの用途が一
層強い関心を集めている。
【０００３】現在使われているいろいろのディスクアレ
イの設計が「廉価ディスク重複配列（RAID）の例」と題
するデヴィッド エイ．パターソン、ガース ギブソンお
よびランディー エイチ．カッツ共著の記事（ユニヴァ
ーシティー オヴ カリフォルニア レポート UCB/CSD 87
/391 号、１９８７年１２月発行）に記載されている。
この記事をここに参考文献として引用する。この記事は
ディスクアレイについて議論すると共にディスクアレイ
が単一の大型磁気ディスクに比較して与えることのでき
る性能、信頼性、電力消費および拡大縮尺性（scalabil
ity）に関する改良点について議論している。廉価ディ
スク重複配列（RAID）レベルと呼ばれる５個のディスク
アレイの構成が議論されている。最も簡単なアレイはRA
IDレベル１システムと呼ばれているが、これはデータを
格納するための一つ以上のディスクおよびこれと同数
の、データディスクに書き込まれた情報のコピーを格納
するための加重の「鏡像」ディスクを含む。RAIDレベル
２、３、４、５システムと呼ばれる残りのRAIDレベル
は、いくつかのデータディスクにまたがる格納部分にデ
ータを断片化して格納する。パリティ情報は一つ以上の
加重ディスクを使用してエラーチェック情報すなわち格
納される。本発明はRAIDレベル４および５のシステムの
オペレーションの改良を目指すものである。
【０００４】データ格納に使用するディスクの数をＮと
するとき、RAIDレベル４ディスクアレイは（Ｎ＋１）個
のディスクを含み、加重ディスクはパリティ情報を格納
するのに使用される。保存すべきデータはディスク間に
格納するため、一つ以上のデータブロックからなるいく
かの部分に分割される。対応するパリティ情報は、Ｎデ
ータドライブにまたがって格納されたデータの対応部分
をビット単位の排他的ＯＲ演算を施すことにより、計算
でき、これが専用のディスクに書き込まれる。このパリ
ティディスクはディスクの故障が生じた際に情報を再構
築するのに使われる。後で詳述するように書き込みは特
に二つのディスク、すなわちＮデータディスクの一つと
パリティディスク、へのアクセスを必要とする。読み取
りオペレーションは通常、読み取るべきデータが各ディ
スク上に格納されたブロック長を超えない限り、Ｎデー
タディスクの内のただ一つにアクセスすれば足りる。
【０００５】RAIDレベル５ディスクアレイはRAIDレベル
４システムと類似するが、データに加えてパリティ情報
が各グループ内の（Ｎ＋１）ディスクにまたがって分布
される。（Ｎ＋１）ディスクは各々、データを格納する
ためのいくつかのブロックとパリティ情報を格納するた
めのいくつかのブロックとを含む。パリティ情報がどこ
に格納されるかはユーザーの与えるアルゴリズムにより
制御される。RAIDレベル４システムにおけるように、RA
IDレベル５の書き込みは、通常、二つのディスクへのア
クセスが必要である。しかしRAIDレベル４システムにお
いて当該アレイへの書き込みの度に同じ専用パリティデ
ィスクへアクセスすることはもはや必要ない。この特長
により同時的書き込みオペレーションを行う機会を設け
ることができる。
【０００６】RAIDレベル５システムは図１に示すように
５個のデータドライブおよびパリティディスク ドライ
ブとして DRIVE A ないし DRIVE E と予備ディスク ド
ライブである DRIVE F とを含む。アレイコントローラ
１００がホストシステム１４７とアレイ ディスク ドラ
イブとの間のデータ転送を組織化する。このコントロー
ラはまたパリティ情報を計算し、検査する。ブロック１
４５Ａないし１４５Ｅはデータおよびパリティが５個の
アレイドライブ上に格納される様子を例示している。デ
ータブロックはブロック０ないしブロック１５と同定す
ることにする。パリティブロックはパリティ０ないしパ
リティ３と同定することにする。パリティブロックおよ
びデータブロック間の関係は次の通りである。 パリティ０＝（ブロック０）XOR（ブロック１）XOR（ブ
ロック２）XOR（ブロック３） パリティ１＝（ブロック４）XOR（ブロック５）XOR（ブ
ロック６）XOR（ブロック７） パリティ２＝（ブロック８）XOR（ブロック９）XOR（ブ
ロック１０）XOR（ブロック１１） パリティ３＝（ブロック１２）XOR（ブロック１３）XOR
（ブロック１４）XOR（ブロック１５）
【０００７】上述のように、パリティデータはＮデータ
ドライブにまたがって格納されたデータの対応部分にビ
ット単位の排他的ＯＲ演算を施すことによって計算する
ことができる。しかしながら、各パリティビットはデー
タドライブからとった対応データすべての単なる排他的
ＯＲ積であるので、新規パリティは以下の方程式により
旧データと旧パリティおよび新規データとからもっと容
易に決定することができる。 新規パリティ＝（旧データ XOR 新規データ）XOR 旧パ
リティ
【０００８】上記方程式に示すRAIDレベル４又は５に対
するパリティ計算は、データドライブにまたがって格納
されたデータの対応部分にビット単位の排他的ＯＲ演算
を施すことによる計算よりはるかに簡単であるが、通
常、RAIDレベル４又は５の書き込みオペレーションは最
小限二つのディスク読み取りと二つのディスク書き込み
とを必要とする。一データブロックを超えるデータ書き
込みオペレーションでは三つ以上のディスク読み取りと
書き込みが必要となる。各ディスク読み取りオペレーシ
ョン毎に個別に読み取り対象の適当なディスクトラック
およびセクターへのシーク（探索）および回転が必要で
ある。したがってすべてのディスクを対象とするシーク
時間は各ディスクのシーク時間の最大値である。RAIDレ
ベル４又は５システムはしたがっって単一ディスク格納
装置あるいはRAIDレベル１、２、３システムと比較する
とき書き込みに顕著な負担が掛かる。
【０００９】
【発明が解決しようとする課題】それゆえ本発明の課題
は、ディスクアレイ内でデータおよびパリティ情報を更
新するための新規かつ有用な方法を与えることである。
【００１０】本発明のもう一つの課題は、RAIDレベル４
および５ディスクアレイ内でリード-モディファイ-ライ
ト プロシージャを最適に実行する方法を与えることで
ある。
【００１１】本発明の別の課題はディスクアレイ内のデ
ィスク ドライブ利用効率を改善する新規かつ有用な方
法を与えることである。
【００１２】本発明のさらに別の課題はディスクアレイ
内の各ドライブに対するＩ／Ｏサービス時間とＩ／Ｏキ
ュー（I/O queue）待機時間を最小限化する新規かつ有
用な方法を与えることである。
【００１３】
【課題を解決するための手段】本発明のよれば、リード
-モディファイ-ライト（read-modigy-write, 以下、Ｒ
ＭＷという）プロセスを使用してディスクアレイ内のデ
ータおよびパリティ情報を更新する改良された方法が与
えられる。リード-モディファイ-ライト プロセスは、
（ａ）旧データおよび旧パリティ情報をそれぞれ第一お
よび第二ディスク ドライブから読み取るステップと、
（ｂ）旧データ、ディスクアレイから受信した新規デー
タ、および旧パリティ情報から新規パリティ情報を発生
するステップと、（ｃ）新旧のデータおよび新規パリテ
ィ情報をそれぞれ前記第一および第二ディスク ドライ
ブに書き込むステップとを含む。ここに開示する改良し
たＲＭＷ方法は旧パリティの読み取り、新規パリティの
発生および新規パリティの書き込みプロシージャを旧デ
ータ読み取りプロシージャが完了するまで遅延させる。
【００１４】ここに述べる方法はRAIDレベル５ディスク
アレイ用アレイコントローラ内に与えられる。ホストシ
ステムから新規データを受信すると、アレイコントロー
ラは更新すべきデータおよびパリティを含むディスク
ドライブを同定し、同定されたそのデータドライブおよ
びパリティドライブを求めてＩ／Ｏキュー中に適当な読
み取りリクエストおよび書き込みリクエストを置く。Ｉ
／Ｏオペレーションは、コントローラが当該データドラ
イブから旧データを最初に読み取り、新規および旧デー
タをそれぞれ格納バッファ内の第一および第二領域に書
き込むように予定が立てられる。コントローラは次いで
新規データをそのデータドライブに書き込む。パリティ
オペレーションとは、旧ぺり情報をパリティドライブか
ら読み取り、旧パリティ情報を上記格納バッファ内の第
三領域に保存し、旧パリティ情報を進級データに結合し
て新規パリティ情報を発生（新規パリティ＝旧データ X
OR新規データ XOR 旧パリティ情報）し、新規パリティ
情報をパリティドライブに書き込むオペレーションであ
るが、このオペレーションを実行するスケジュールは、
当該データドライブからの旧データの読み取りの後、Ｉ
／Ｏキュー内に収容されている間にパリティドライブを
獲得するに最適の時期に行われるように、立てられる。
【００１５】
【実施例】添付の図面および以下の詳細な説明を通して
本発明の上記課題その他の課題、特徴、および利点を明
らかにする。
【００１６】
【アレイコントローラアーキテクチャ】図２には RAID
システムに供するディスクアレイコントローラ１００の
アーキテクチャがブロック線図で示してある。このアレ
イコントローラは当該アレイ内の複数ディスク ドライ
ブのオペレーション（動作）を組織化して読み取りおよ
び書き込み、パリティの発生と検査、およびデータの回
復と再構築を果たす。コントローラはホストコンピュー
ターシステム（図示してなし）とホストインターフェー
ス兼ＣＲＣ論理ブロック２００を介してデータを交換す
る。ホストインターフェース論理ブロック２００はプロ
セッサ１０１の制御の下に四つの１８ビット幅の内部バ
ッファバスＡＢＵＦ、ＢＢＵＦ、ＣＢＵＦ、ＤＢＵＦを
使って、ホストシステムに関連する１８ビットもしくは
３６ビット幅の外部ＳＣＳＩ-２バス１０７との間のイ
ンターフェースを果たす。バス１０７はブロック１０９
Ｕおよび１０９Ｌで表す標準ＳＣＳＩ-２チップおよび
１８ビットバス１１１Ｕおよび１１１Ｌを介してホスト
インターフェース論理ブロック２００に接続する。ブロ
ック２００とプロセッサ１０１との間の相互接続はアド
レス／データバス１１３により与えられる。
【００１７】ホストインターフェース論理ブロック２０
０はＳＣＳＩ-２デバイス１０９Ｕ、１０９Ｌと四つの
バッファバスＡＢＵＦ、ＢＢＵＦ、ＣＢＵＦ、ＤＢＵＦ
との間でデータを多重化する働きをする。ブロック２０
０はバス１１１Ｕ、１１１Ｌと、（１）４＋１RAIDレベ
ル３および高帯域RAIDレベル５アプリケーションに対す
る四つのバッファバスすべて（これは前記四つのバスに
またがるデータを回転シーケンス順にワードストリッピ
ング（word stripping）を行うことにより行う）、
（２）２＋１RAIDレベル３アプリケーションに対する２
対のバッファバスの一方（これは当該バッファバス対に
またがるデータを回転シーケンス順にワードストリッピ
ングすることにより行う）、（３）RAIDレベル１および
単一バスRAIDレベル５のアプリケーションに対する任意
の一バッファバスとの間で多重化機能を果たす。
【００１８】内部バッファバスＡＢＵＦ、ＢＢＵＦ、Ｃ
ＢＵＦ、およびＤＢＵＦはホストホストインターフェー
ス論理ブロック２００をＲＡＭバッファ１２０と上方バ
ススイッチ４００Ｕおよび下方バススイッチ４００Ｌと
に接続する。ＲＡＭバッファ１２０は上記四つのバスか
ら７２ビット幅のワードを読み、かつ書き込み、あるい
は上記バッファバスの一つから個別の１８ビット幅ワー
ドを読み、書き込むことができる能力を有する。バス１
１３への１８又は３６ビットのアクセスもトランシーバ
ーシー１１５を介してできる。
【００１９】バススイッチ４００Ｕおよび４００Ｌは、
バッファバスＡＢＵＦ、ＢＢＵＦ、ＣＢＵＦ、およびＤ
ＢＵＦと六つの１８ビット幅ドライブバスＡＤＲＶ、Ｂ
ＤＲＶ、ＣＤＲＶ、ＤＤＲＶ、ＥＤＲＶ、ＦＤＲＶとの
間の可変バスマッピングを与える。このとき各スイッチ
は一バイト（８ビットデータおよび一ビットパリティ）
の情報に対する経路を与える。バススイッチ４００Ｕお
よび４００Ｌはさらにパリティ情報を発生する能力を有
し、この能力は故障したディスク ドライブ上に格納さ
れている検査パリティ情報および再構築情報を、上記バ
ッファバス又はドライブバスの任意の一つに指向させる
ことができる。下に説明するように、図３にはバススイ
ッチ４００Ｕおよび４００Ｌの構成および動作が詳細に
示してある。
【００２０】各ドライブバスＡＤＲＶ、ＢＤＲＶ、ＣＤ
ＲＶ、ＤＤＲＶ、ＥＤＲＶ、ＦＤＲＶは１３０Ａないし
１３０Ｆと記した関連のＳＣＳＩ-２デバイスに接続さ
れる。これらのデバイスはディスクアレイを形成してい
る六つのディスク ドライブ（図示してなし）の対応す
るものへの接続を与える。これら六つのドライブを DRI
VE A ないし DRIVE F と命名する。リード−ソロモン
（Reed-Solomon, RS）サイクリック重複チェック（ＣＲ
Ｃ）論理ブロック５００ＡＢ、５００ＣＤ、および５０
０ＥＦはそれぞれバスＡＤＲＶとＢＤＲＶの間、ＣＤＲ
ＶとＤＤＲＶの間、ＥＤＲＶとＦＤＲＶの間を接続して
当該アレイコントローラのためにエラー検出およびリー
ド-ソロモンＣＲＣの発生を行う。
【００２１】ホストインターフェース論理ブロック２０
０、バススイッチ４００Ｕおよび４００Ｌ、ＲＳＣＲＣ
論理ブロック５００ＡＢ、５００ＣＤ、および５００Ｅ
Ｆ、並びにＳＣＳＩデバイス１０９Ｕ、１０９Ｌ、１３
０Ａないし１３０Ｆの制御はマイクロプロセッサ１０１
により行われる。マイクロプロセッサ１０１、関連プロ
セッサメモリ１０３、およびプロセッサ制御入力１０
５、と上記諸要素との間の通信はアドレス／データバス
１１３により与えられる。図に示すようにバス１１３に
はＤＭＡ制御論理ブロック３００が接続されている。ブ
ロック３００内の論理演算がはホストインターフェース
論理ブロック２００、バススイッチ４００Ｕ、４００
Ｌ、ＳＣＳＩ-２デバイス１３０Ａないし１３０Ｆおよ
びプロセッサ１０１に対するＤＭア制御を与える。
【００２２】図２に示すコントローラアーキテクチャは
いろいろに異なる量のディスク ドライブを包含できる
ように、また異なる RAID コンフィグレーションを包含
できるように構成できる。上述した図２のディスクアレ
イコントローラの構成および動作に関するより詳しい説
明は１９９１年８月１６日付け米国特許出願第 07／74
6,399 号に記載されており、これを文献としてここに引
用する。「ディスクアレイコントローラアーキテクチ
ャ」と題するこの米国特許出願はＮＣＲコーポレーショ
ンに譲渡されたものである。
【００２３】
【バススイッチアーキテクチャ】バススイッチ４００Ｕ
および４００Ｌ各々に含まれる論理回路は図３のブロッ
ク線図に示してある。図示した構成は単一半導体チップ
上に形成してある。四つのホストポート４８１ないし４
８４はそれぞれ、四つのコントローラバスＡＢＵＦ、Ｂ
ＢＵＦ、ＣＢＵＦ、およびＤＢＵＦへの接続を与える。
参照番号４９１ないし４９６で同定されるアレイポート
はそれぞれ六つのディスク ドライブバスＡＤＲＶ、Ｂ
ＤＲＶ、ＣＤＲＶ、ＤＤＲＶ、ＥＤＲＶ、ＦＤＲＶにつ
ながる。バススイッチ４００Ｕおよび４００Ｌは一体的
に動作してコントローラバスＡＢＵＦ、ＢＢＵＦ、ＣＢ
ＵＦ、およびＤＢＵＦの任意の一つと、ドライブバスＡ
ＤＲＶ、ＢＤＲＶ、ＣＤＲＶ、ＤＤＲＶ、ＥＤＲＶ、Ｆ
ＤＲＶの任意の一つとの間の一方向接続を与える。いく
つかのコントローラバスおよびそれと同数のドライブバ
ス間の多重接続も許される。さらに、これらバススイッ
チは任意のコントローラバスから二つ以上のドライブバ
スへの一方向接続を与えることができる。バス４５３を
介してえられたパリティ情報もまたこれらドライブバス
の任意の一つに出力することができる。
【００２４】各バススイッチのアーキテクチャは三つの
主ブロック、すなわちラッチモジュール４５０、スイッ
チモジュール４６０およびパリティモジュール４７０か
ら成る。スイッチモジュール４６０はコントローラバス
ＡＢＵＦ、ＢＢＵＦ、ＣＢＵＦ、およびＤＢＵＦとドラ
イブバスＡＤＲＶ、ＢＤＲＶ、ＣＤＲＶ、ＤＤＲＶ、Ｅ
ＤＲＶ、ＦＤＲＶとの間に接続される。追加バス４５３
がパリティモジュール４７０をスイッチモジュール４６
０に接続する。スイッチモジュール４６０によりいくつ
かの追加的機能が与えられる。第一に、スイッチモジュ
ール４６０は任意のコントローラバスと任意のドライブ
バスとの間の一方向接続を与える。いくつかのコントロ
ーラバスおよび同数のドライブバス間の多重接続も許さ
れる。
【００２５】第二に、このバススイッチモジュールは任
意の二つ以上のドライブバス間の接続を与える。そのよ
うなオペレーションはホストあるいはコントローラのオ
ペレーションに干渉することなくディスクドライブ間で
情報を転送するのに必要である。
【００２６】第三に、スイッチモジュール４６０は任意
の二つ以上のコントローラバス間の接続を与える。この
モードのオペレーションは、一コントローラバスから別
のコントローラバスにデータを伝えることを許すことに
より、当該コントローラ上のデータ再構築をサポートす
る。このモードのターンアラウンド（turnaround）オペ
レーションもまた内蔵自己テスト（Built-In Self Tes
t, BIST）の開発にも有利である。
【００２７】最後に、このバススイッチモジュールは任
意のコントローラバスから一つ以上のドライブバスへの
一方向接続を与えることができる。バス４５３を介して
得られたパリティ情報もまた任意の一ドライブバスに出
力することができる。
【００２８】パリティモジュール４７０はデータ受信用
の接続端を各コントローラバスにつなげており、またス
イッチモジュール４６０にパリティ情報を与えるバス４
５３への接続端をもっている。パリティモジュール４７
０は、各アクティブコントローラバスについてビット幅
の的排他的ＯＲ演算を行うことにより RAID レベル３、
４、５オペレーションのためのパリティ情報を発生す
る。このパリティ情報はバス４５３を介してスイッチモ
ジュール４６０に与えられる。
【００２９】上述し、図３に示したバススイッチ４００
Ｕおよび４００Ｌの構成およびオペレーションに関する
より詳しい説明が１９９１年５月１７日付け米国特許出
願第０７／７０１,９２１ 号に与えられており、これを
ここに文献として引用する。「多重チャンネル データ
およびパリティ 交換デバイス」と題する米国特許出願
第０７／７０１,９２１ 号はＮＣＲコーポレーションに
譲渡されたものである。
【００３０】
【RAID レベル５ リード-モディファイ-ライト オペレ
ーション】図４および５は DRIVE A および DRIVE B が
関与する RAID レベル５のライト（書き込み）を例示す
るもので、この場合、データは DRIVE B に書き込むべ
きもの、またパリティ情報は DRIVE A を更新すべきも
のである。図４および５にはリード-モディファイ-ライ
ト（ＲＭＷ）オペレーションを支えるに必要な構成のみ
が示してある。
【００３１】図示してないコントローラ プロセッサの
監督の下に、旧データおよびパリティ情報は最初に、図
４に示す二つのドライブから読み込まれる。この旧デー
タおよびパリティは DRIVE B および DRIVE A 内の目標
領域からそれぞれ読み取られ、バス１３５Ｂおよび１３
５Ａを経てバススイッチ４００に送られる。バススイッ
チ４００は受信したデータとパリティを結合して排他的
ＯＲ積である旧データＸＯＲ旧パリティを発生するよう
に構成されている。この積はバッファ１２０内の第一領
域１２０Ｄに格納される。ホストシステム１４７から受
信した新規データは同時にバッファ１２０内の第二領域
１２０Ａに保存される。
【００３２】次いで新規データおよびパリティ情報は図
５に示すように DRIVE B および DRIVE A に書き込まれ
る。バススイッチ４００は再構成されて、格納バッファ
１２０内の領域１２０Ａから読み出された新規データを
DRIVE B に送る。バススイッチ４００はさらに、先に
バッファ領域１２０Ｄに保存された積、すなわち旧デー
タＸＯＲ旧パリティ、と新規データとを結合することに
より、新規パリティ情報を発生するように構成されてい
る。その結果である旧データＸＯＲ旧パリティＸＯＲ新
規データが DRIVE A に書き込まれる。
【００３３】
【モディファイド RAID レベル５ ライト オペレーショ
ン】図６ないし９は、本発明の方法に従ってパリティラ
イト オペレーションが遅延されるモディファイド RAID
レベル５ ライト オペレーションを例示している。図
４および５におけると同様、図６ないし９にはこのライ
ト（書き込み）オペレーションに役立つ構成のみを示
す。
【００３４】図６はモディファイド RAID レベル５ ラ
イト オペレーションにおける最初のステップを示す。
この第一ステップではディスク格納装置から受信した旧
データおよびホストシステムから受信した新規データは
バッファ１２０に保存される。図６ではホストシステム
１４７から受信した新規データはホストインターフェー
ス論理ブロック２００およびバッファバスＡＢＵＦを介
してバッファ１２０内の第一格納領域に指向される。旧
データは DRIVE B から読み取られて、バス１３５Ｂ、
ＢＤＲＶ、バススイッチ４００、およびバッファバスＤ
ＢＵＦを経由してバッファ１２０内の第二格納領域に送
られる。ホストシステム１４７から受信した新規データ
はホストインターフェース論理ブロック２００およびバ
ッファバスＡＢＵＦを通してバッファ１２０内の第二格
納領域に指向される。バススイッチ４００はその後再構
成されてバッファ１２０内に格納された新規データが図
７に示すように DRIVE B に書き込まれる。
【００３５】旧パリティは図８に示すように DRIVE A
から読み取られて格納バッファ１２０内の領域１２０Ｄ
に書き込まれる。このステップは、旧データを DRIVE B
から読み取り格納領域１２０内に保存するという図６
に示すオペレーションと同時にあるいはその後の任意時
刻行うことができる。図９に示すように、バススイッチ
４００がこの後再構成され、格納領域１２０Ａから得た
新規データ、格納領域１２０Ｃから得た旧データおよび
格納領域１２０Ｄから得た旧パリティを結合することに
より新規パリティ情報を発生する。その結果である旧デ
ータＸＯＲ旧パリティＸＯＲ新規データが DRIVE A に
書き込まれる。図９に示す新規パリティ書き込みオペレ
ーションは、図８に示す旧パリティ読み取りオペレーシ
ョンの完了に伴って直ちに行うことができ、あるいはも
っと適当な時刻に実行を遅延させることができる。
【００３６】DRIVE Ｂ（データ）および DRIVE A （パ
リティ）の読み取りと書き込みオペレーションを分離す
ることにより、一層有効なディスク ドライブの利用が
できる。図４および５に示した上述のＲＭＷ手順では、
パリティ又はデータドライブへのアクセス獲得の遅延は
ＲＭＷオペレーション全体を遅延させる。DRIVE B 上の
データはドライブが利用可能になったときに直ちに更新
される。この更新はパリティドライブである DRIVE A
が利用できないときは遅延されない。同様にして DRIVE
A のオペレーションは万一 DRIVE B が利用できないと
きは延期されない。
【００３７】本発明の方法によれば、 DRIVE A を含む
パリティ読み取りおよび書き込みオペレーションを遅延
させることにより、パリティの読み取り、発生、および
書き込みオペレーション（図８および９）がディスクサ
ービスについて時間的損失を強いられることなく効率よ
く進行できるようになるまで、 DRIVE A を他の入力／
出力オペレーションに利用することができるようにす
る。
【００３８】ディスクの読み取りおよび書き込みオペレ
ーションのスケジュールは、アレイ内の各ドライブに対
し別個のＩ／Ｏキューを維持しているアレイコントロー
ラにより組み立てられる。本方法は上記の例では更新す
べきデータおよびパリティを収容しているディスク ド
ライブを、ドライブ DRIVE B および DRIVE A とし、当
該データおよびパリティドライブを獲得するための適当
な読み取りおよび書き込みリクエストをＩ／Ｏキューに
置き、パリティオペレーションのスケジュールを立て
る。すなわち DRIVE A からは旧パリティ情報を読み取
り、新規パリティ情報を発生し、その新規パリティ情報
を DRIVE A に書き込む。そしてその実行は DRIVE B か
らの旧データを読み取った後、Ｉ／Ｏキュー内に収容さ
れている間にDRIVE A を獲得する最良の時期に行われ
る。
【００３９】さらに、書き込みリクエストを発行したホ
ストシステムから見た全体的応答時間を最小限にするた
め、本モディファイド書き込みルーチンは DRIVE B へ
のデータの書き込みが完了したすぐ後に、ホストシステ
ムに対し書き込み完了ステータスを報告するためのプロ
シージャを含むことができる。これは DRIVE A への関
連パリティの発生および書き込みの完了を待たずに行う
ことができる。
【００４０】アレイあるいはドライブの故障が起きた場
合に当該アレイ内のデータの信頼性およびパリティの一
体性を確保するため、本アレイコントローラは、保留中
のパリティブロックを同定するステータステーブルを保
有している。このステータステーブルはアレイコントロ
ーラから離隔された安全な二次的格納デバイス内に置く
べきである。そうすることにより、コントローラの故障
があってもこのステータステーブルが生き残り、データ
およびパリティの再生が可能である。
【００４１】
【効果】以上、本発明によりディスクアレイ内のディス
ク ドライブの利用効率を改善する方法が与えられるこ
とを示した。すなわち、本方法によればディスクアレイ
内でデータおよびパリティ情報を効率よく更新すること
ができ、またディスクアレイ内でデスクドライブの利用
効率を改善することができる。さらにまたディスクアレ
イ内の各ドライブに対するＩ／Ｏサービス時間およびＩ
／Ｏキュー待機時間を最小限化することができる。
【００４２】データおよびパリティ情報の格納用のアレ
イコントローラおよび５個のディスク ドライブを含む
RAID レベル５システムを図示し、説明したが、当業者
には本発明は上記特定の実施例に限定されないことが了
解できよう。また本発明の要旨から逸脱することなく多
数の設計変更および修正が可能であることを了解された
い。例えば本方法は RAID レベル４その他のアレイシス
テムの性能改善に利用することができる。本方法はまた
専用のアレイコントローラを含まないディスクアレイシ
ステムの場合にもホストシステムプロセッサに採用する
ことができる。
【００４３】本発明を、「ディスクアレイにおける高速
ライトＩ／Ｏ処理」と題するキースバーナード デュラ
ーク およびロバート アレン デモスによる米国特許出
願第９６６, １０７号に開示されている方法を合わせれ
ばアレイ性能の一層の向上が実現される。上記米国出願
を参考文献としてここに引用する。
【図面の簡単な説明】
【図１】六個のディスク ドライブを含むRAIDレベル５
アレイのブロック線図である。
【図２】図１に示すディスクアレイコントローラ１００
として使用可能な一つのアーキテクチャを示すブロック
線図である。
【図３】図２に示すバススイッチブロック４００Ｕに含
まれる論理回路のブロック線図である。
【図４】RAIDレベル５リード-モディファイ-ライト オ
ペレーションを示す図である。
【図５】RAIDレベル５リード-モディファイ-ライト オ
ペレーションを示す別の図である。
【図６】本発明の方法によりパリティライト オペレー
ションを表示する場合の、設計変更にかかるRAIDレベル
５ライト オペレーションを示す図である。
【図７】本発明の方法によりパリティライト オペレー
ションが表示される場合の、設計変更にかかるRAIDレベ
ル５ライト オペレーションを示す別の図である。
【図８】本発明の方法によりパリティライト オペレー
ションが表示される場合の、設計変更にかかるRAIDレベ
ル５ライト オペレーションを示す別の図である。
【図９】本発明の方法によりパリティライト オペレー
ションが表示される場合の、設計変更にかかるRAIDレベ
ル５ライト オペレーションを示す別の図である。
【符号の説明】
１００ アレイコントローラ １０１ プロセッサ １０７ 外部ＳＣＳＩ-２バス １１３ アドレス／データバス １１５ トランシーバー １２０ ＲＡＭバッファ １４７ ホストシステム ２００ ホストインターフェース兼ＣＲＣ論理ブロック ４００Ｕ 上方バススイッチ ４００Ｌ 下方バススイッチ

Claims (2)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】ホストシステムからの新規データを受信す
    るとディスクアレイ内の第一および第二ディスク ドラ
    イブにそれぞれ格納されているデータおよび関連パリテ
    ィ情報を更新する方法であって、（Ａ）該第一ドライブ
    から旧データを読み取り、該旧データを第一格納バッフ
    ァに保存するステップと、（Ｂ）該新規データを第二格
    納バッファに書き込むステップと、（Ｃ）該第一ドライ
    ブ上に在駐している該旧データを該新規データで置換す
    るステップと、（Ｄ）該ホスト書き込みオペレーション
    が終了したことを示すライト完了ステータス信号を該ホ
    ストシステムに発行するステップと、（Ｅ）ステップＡ
    の完了後に新規パリティ情報を発生するステップと、
    （Ｆ）該第二ドライブに在駐している旧パリティ情報を
    該新規パリティ情報で置換するステップとを含む更新方
    法。
  2. 【請求項２】第一および第二ディスク ドライブ上にそ
    れぞれ格納されているデータとパリティ情報とを更新す
    るため（ａ）旧データおよび旧パリティ情報が該第一お
    よび第二ディスクドライ部からそれぞれ読み取られ、
    （ｂ）新規パリティ情報が発生され、（ｃ）新規データ
    および該新規パリティ情報が該第一および第二ディスク
    ドライブに書き込まれるようにされたディスクアレイ
    のリード-モディファイ-ライト方法において、 旧データ読み取りプロシージャが完了するまで、旧パリ
    ティの読み取り、新規パリティの発生、および新規パリ
    ティの書き込みプロシージャを遅延するステップを含む
    改良方法。
JP5286277A 1992-10-23 1993-10-22 Ｒａｉｄレベル５ディスクアレイにおけるリード−モディファイ−ライト パリティ オペレーションの遅延イニシエション方法 Pending JPH0772985A (ja)

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