JPH0772986A - ディスクアレイにおける高速書き込みｉ／ｏ処理の方法 - Google Patents
ディスクアレイにおける高速書き込みｉ／ｏ処理の方法Info
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- JPH0772986A JPH0772986A JP5286278A JP28627893A JPH0772986A JP H0772986 A JPH0772986 A JP H0772986A JP 5286278 A JP5286278 A JP 5286278A JP 28627893 A JP28627893 A JP 28627893A JP H0772986 A JPH0772986 A JP H0772986A
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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
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
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- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1008—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's in individual solid state devices
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Quality & Reliability (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【目的】予備ディスクドライブを含むRAIDレベルディス
クアレイにホストシステムが開始する書き込みＩ／Ｏオ
ペレーションの外見上の応答時間を低減する。 【構成】（１）ディスクアレイがホストシステム１４７
から受信したデータを直接に予備ドライブＦに保存する
ステップと、（２）ホスト書き込みＩ／Ｏオペレーショ
ンの完了を示す書き込み完了ステータス信号をホストシ
ステムに返すことによりホストが他の機能を果たすこと
ができるようにするステップと、（３）予備ドライブに
保存されたデータをアクティブドライブに転送するステ
ップとを含む。第三ステップは第二ステップの後、任意
時刻に実行できる。ディスクアレイがアレイコントロー
ラ１００を含む場合は、アレイオペレーションを最適化
するため、アレイコントローラが第三ステップと他のコ
ントローラもしくはアレイのオペレーションを整合させ
る。
クアレイにホストシステムが開始する書き込みＩ／Ｏオ
ペレーションの外見上の応答時間を低減する。 【構成】（１）ディスクアレイがホストシステム１４７
から受信したデータを直接に予備ドライブＦに保存する
ステップと、（２）ホスト書き込みＩ／Ｏオペレーショ
ンの完了を示す書き込み完了ステータス信号をホストシ
ステムに返すことによりホストが他の機能を果たすこと
ができるようにするステップと、（３）予備ドライブに
保存されたデータをアクティブドライブに転送するステ
ップとを含む。第三ステップは第二ステップの後、任意
時刻に実行できる。ディスクアレイがアレイコントロー
ラ１００を含む場合は、アレイオペレーションを最適化
するため、アレイコントローラが第三ステップと他のコ
ントローラもしくはアレイのオペレーションを整合させ
る。
Description
【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。
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。
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。本発明は主としてRAIDレベル３、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。
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。本発明は主としてRAIDレベル３、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３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。RAIDレベル３書き込み機能の実行
中、各データブロックはＮ個の部分に分割され、Ｎ個の
データディスクにまたがって分布するように分解（stri
pping）される。対応するパリティ情報は、Ｎデータド
ライブにまたってように格納されたデータの対応部分の
ビット単位の排他的ＯＲ演算により計算でき、これが専
用のディスクに書き込まれる。従って書き込みオペレー
ションはディスクアレイ内のすべての（Ｎ＋１）個のド
ライブに関与する。データを読み取るときはＮ個のデー
タディスクにのみアクセスしなければならない。パリテ
ィディスクはディスクの故障のときに情報を再構築する
のに使用する。
するとき、RAIDレベル３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。RAIDレベル３書き込み機能の実行
中、各データブロックはＮ個の部分に分割され、Ｎ個の
データディスクにまたがって分布するように分解（stri
pping）される。対応するパリティ情報は、Ｎデータド
ライブにまたってように格納されたデータの対応部分の
ビット単位の排他的ＯＲ演算により計算でき、これが専
用のディスクに書き込まれる。従って書き込みオペレー
ションはディスクアレイ内のすべての（Ｎ＋１）個のド
ライブに関与する。データを読み取るときはＮ個のデー
タディスクにのみアクセスしなければならない。パリテ
ィディスクはディスクの故障のときに情報を再構築する
のに使用する。
【０００５】図１には５個のドライブを含むRAIDレベル
３システムが示されている。ディスクドライブはドライ
ブＡないしドライブＥと標記してある。データはデスク
ドライブＡないしドライブＤにまたがって分布され、各
データディスクは保存されたデータの一部を受ける。デ
ータの分解はバイト又はワードレベルのいずれでも行う
ことができる。パリティ情報はドライブＡないしドライ
ブＤ上に格納されているデータのビット単位の排他的Ｏ
Ｒ演算を通して発生されるが、これはドライブＥに保存
される。同図にドライブＦと標記してある第六の予備デ
ィスクドライブは、ディスクドライブＡないしドライブ
Ｄの一つが万一故障したときの交換としてアレイ内に含
めてある。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。またこのコントローラはパリティ情報の
計算と検査を行う。ブロック１４５Ａ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１６進数
の番号でブロック００ないしブロック０Ｆである。パリ
ティブロックはパリティ０ないしパリティ３である。
３システムが示されている。ディスクドライブはドライ
ブＡないしドライブＥと標記してある。データはデスク
ドライブＡないしドライブＤにまたがって分布され、各
データディスクは保存されたデータの一部を受ける。デ
ータの分解はバイト又はワードレベルのいずれでも行う
ことができる。パリティ情報はドライブＡないしドライ
ブＤ上に格納されているデータのビット単位の排他的Ｏ
Ｒ演算を通して発生されるが、これはドライブＥに保存
される。同図にドライブＦと標記してある第六の予備デ
ィスクドライブは、ディスクドライブＡないしドライブ
Ｄの一つが万一故障したときの交換としてアレイ内に含
めてある。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。またこのコントローラはパリティ情報の
計算と検査を行う。ブロック１４５Ａ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１６進数
の番号でブロック００ないしブロック０Ｆである。パリ
ティブロックはパリティ０ないしパリティ３である。
【０００６】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。しかし保存すべきデータはディス
クにまたがって格納するため、一つ以上のデータブロッ
クからなるいくかの大きな部分に分割される。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。RAIDレベル３システムと同様、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。
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。しかし保存すべきデータはディス
クにまたがって格納するため、一つ以上のデータブロッ
クからなるいくかの大きな部分に分割される。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。RAIDレベル３システムと同様、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。
【０００７】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。
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。
【０００８】RAIDレベル５システムは図２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。
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。
【０００９】単一ディスク格納システムに比較して、RA
ID格納システムにより格納容量の増大、高いデータ転送
率、および信頼性オーバーヘッドコストの低下等、多く
の利点が得られるが、RAIDシステムは実行速度の面で損
失を受け得る。特にRAIDレベル４および５では入力／出
力率が低下し、書き込みオペレーションの速度が著しく
減少しかねない。
ID格納システムにより格納容量の増大、高いデータ転送
率、および信頼性オーバーヘッドコストの低下等、多く
の利点が得られるが、RAIDシステムは実行速度の面で損
失を受け得る。特にRAIDレベル４および５では入力／出
力率が低下し、書き込みオペレーションの速度が著しく
減少しかねない。
【００１０】パターソンが提唱するRAIDの設計では、い
ずれの場合もアレイ書き込みは二つ以上の個々のディス
クへの書き込みオペレーションを含む。各書き込みオペ
レーションは適当なディスクトラックと読み取るべき適
当なセクターに至るシーク（seek）と回転とを必要とす
る。それゆえすべてのディスクを対象とするシーク時
間、すなわちアレイ書き込みに要するシーク時間、は各
ディスクのシーク時間の最大値である。
ずれの場合もアレイ書き込みは二つ以上の個々のディス
クへの書き込みオペレーションを含む。各書き込みオペ
レーションは適当なディスクトラックと読み取るべき適
当なセクターに至るシーク（seek）と回転とを必要とす
る。それゆえすべてのディスクを対象とするシーク時
間、すなわちアレイ書き込みに要するシーク時間、は各
ディスクのシーク時間の最大値である。
【００１１】典型的なRAIDレベル４又は５のデバイスは
アレイドライブに新規データおよびパリティ情報を書き
込むのにリード−モディファイ−ライト（read-modify-
write、読み取り-修正-書き込み）プロセスを採用す
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収容するディスク ド
ライブから旧データおよび旧パリティ情報を読み取るス
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）新規データおよび新
規パリティ情報を前記ディスク ドライブに書き込むス
テップとを含む。従ってアレイ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。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。
アレイドライブに新規データおよびパリティ情報を書き
込むのにリード−モディファイ−ライト（read-modify-
write、読み取り-修正-書き込み）プロセスを採用す
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収容するディスク ド
ライブから旧データおよび旧パリティ情報を読み取るス
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）新規データおよび新
規パリティ情報を前記ディスク ドライブに書き込むス
テップとを含む。従ってアレイ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。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。
【００１２】
【発明が解決しようとする課題】それゆえ、本発明はデ
ータ処理システム内のディスクアレイに対する平均書き
込みＩ／Ｏ応答時間を低減するための新規かつ有用な方
法を与えることを課題とする。
ータ処理システム内のディスクアレイに対する平均書き
込みＩ／Ｏ応答時間を低減するための新規かつ有用な方
法を与えることを課題とする。
【００１３】本発明のもう一つの課題は、素早くＩ／Ｏ
書き込みデータを暫定的に格納すべく、ディスクドライ
ブの一つ以上の予備ディスクを利用する改良方法を与え
ることである。
書き込みデータを暫定的に格納すべく、ディスクドライ
ブの一つ以上の予備ディスクを利用する改良方法を与え
ることである。
【００１４】本発明の別の課題はディスクアレイ内で書
き込みオペレーションの完了を立つことなく、書き込み
Ｉ／Ｏ完了ステータス信号をホストシステムに返す新規
かつ有用な方法を与えることである。
き込みオペレーションの完了を立つことなく、書き込み
Ｉ／Ｏ完了ステータス信号をホストシステムに返す新規
かつ有用な方法を与えることである。
【００１５】本発明のさらに別の課題はホストシステム
から受信した書き込みＩ／Ｏデータをアレイ予備ドライ
ブに迅速に格納すると共にディスクアレイへの書き込み
オペレーションの完了を立つことなく書き込みＩ／Ｏ完
了ステータス信号をホストシステムに返す新規かつ有用
な方法を与えることである。
から受信した書き込みＩ／Ｏデータをアレイ予備ドライ
ブに迅速に格納すると共にディスクアレイへの書き込み
オペレーションの完了を立つことなく書き込みＩ／Ｏ完
了ステータス信号をホストシステムに返す新規かつ有用
な方法を与えることである。
【００１６】
【課題を解決するための手段】本発明によれば、予備デ
ィスクドライブを含むディスクアレイに対してホストシ
ステムにより開始される書き込みＩ／Ｏオペレーション
の外見上の応答時間を低減する新規かつ有用な方法が与
えられる。この方法は特に、RAIDレベル３および５シス
テムの様ないくつかのアクティブドライブ間にデータお
よびパリティ情報を分布させるアレイを対象とする。本
発明の方法は、（１）当該ディスクアレイがホストシス
テムから受信した書き込みデータを直接に予備ドライブ
に保存するステップと、（２）ホスト書き込みＩ／Ｏオ
ペレーションの完了を示す書き込み完了ステータス信号
をホストシステムに発行するステップと、（３）予備ド
ライブに保存されたデータをアレイ内のアクティブディ
スクドライブに転送するステップとを含む。上記第二ス
テップ、すなわち書き込み完了ステータス信号の発行、
が完了すると、ホストシステムは自由に他の機能を果た
すことができる。
ィスクドライブを含むディスクアレイに対してホストシ
ステムにより開始される書き込みＩ／Ｏオペレーション
の外見上の応答時間を低減する新規かつ有用な方法が与
えられる。この方法は特に、RAIDレベル３および５シス
テムの様ないくつかのアクティブドライブ間にデータお
よびパリティ情報を分布させるアレイを対象とする。本
発明の方法は、（１）当該ディスクアレイがホストシス
テムから受信した書き込みデータを直接に予備ドライブ
に保存するステップと、（２）ホスト書き込みＩ／Ｏオ
ペレーションの完了を示す書き込み完了ステータス信号
をホストシステムに発行するステップと、（３）予備ド
ライブに保存されたデータをアレイ内のアクティブディ
スクドライブに転送するステップとを含む。上記第二ス
テップ、すなわち書き込み完了ステータス信号の発行、
が完了すると、ホストシステムは自由に他の機能を果た
すことができる。
【００１７】上記第三のステップ、すなわち予備ドライ
ブに保存されたデータをアレイ内のアクティブドライブ
に転送するステップ、は第二ステップの後、任意の便宜
な時期に行うことができる。ホストプロセッサがアレイ
コントローラとして機能するシステムでは、上記第三ス
テップは優先性の高いタスクが実行される間、遅延する
ことができる。ディスクアレイがアレイコントローラを
含むシステムではそのアレイコントローラが第三ステッ
プの実行と他のコントローラやアレイのオペレーション
とを整合させ、アレイオペレーションを最適化する。さ
らに多重書き込みＩ／Ｏオペレーションのデータは、予
備ドライブに保存したデータをアレイ内の他のアクティ
ブドライブに転送する前は、予備ドライブに蓄積してお
くことができる。
ブに保存されたデータをアレイ内のアクティブドライブ
に転送するステップ、は第二ステップの後、任意の便宜
な時期に行うことができる。ホストプロセッサがアレイ
コントローラとして機能するシステムでは、上記第三ス
テップは優先性の高いタスクが実行される間、遅延する
ことができる。ディスクアレイがアレイコントローラを
含むシステムではそのアレイコントローラが第三ステッ
プの実行と他のコントローラやアレイのオペレーション
とを整合させ、アレイオペレーションを最適化する。さ
らに多重書き込みＩ／Ｏオペレーションのデータは、予
備ドライブに保存したデータをアレイ内の他のアクティ
ブドライブに転送する前は、予備ドライブに蓄積してお
くことができる。
【００１８】本発明はさらに、ステータス表の発生し、
更新を行うステップを含む。このステータス表は、アク
ティブアレイドライブに転送する必要のあるデータを含
んだ予備ディスクドライブ内の格納領域を同定するデー
タを含む。このステータス表は予備ドライブへの書き込
みがある度に更新されると共に予備ドライブから当該ア
レイへの書き込みが完了したときも更新される。
更新を行うステップを含む。このステータス表は、アク
ティブアレイドライブに転送する必要のあるデータを含
んだ予備ディスクドライブ内の格納領域を同定するデー
タを含む。このステータス表は予備ドライブへの書き込
みがある度に更新されると共に予備ドライブから当該ア
レイへの書き込みが完了したときも更新される。
【００１９】ここに説明する実施例では情報格納のため
の複数の物理的トラックを含む予備ドライブは、その格
納空間が複数のデータトラックと複数のステータストラ
ックとに分割してある。偶数番に付番したディスクドラ
イブはデータトラックとされ、奇数番に付番したトラッ
クはステータストラックとされる。上記ステータス表は
アレイコントローララムメモリ内に維持され、上記アク
ティブドライブへの転送が必要なデータを含む格納ＲＡ
Ｍトラックの同定データを含む。データはホストシステ
ムから受信されると、まだアレイ中に書き込まなければ
ならないデータを保有してない利用可能な最初のデータ
トラックに、書き込まれる。次いでそのディスクドライ
ブの書き込みヘッドはシーケンス上次のトラック、すな
わちステータストラック、に移転し、時間スタンプと共
にステータス表をそこに保存する。このようにしてステ
ータス表はアレイコントローラの故障が起きた場合でも
失われることがない。
の複数の物理的トラックを含む予備ドライブは、その格
納空間が複数のデータトラックと複数のステータストラ
ックとに分割してある。偶数番に付番したディスクドラ
イブはデータトラックとされ、奇数番に付番したトラッ
クはステータストラックとされる。上記ステータス表は
アレイコントローララムメモリ内に維持され、上記アク
ティブドライブへの転送が必要なデータを含む格納ＲＡ
Ｍトラックの同定データを含む。データはホストシステ
ムから受信されると、まだアレイ中に書き込まなければ
ならないデータを保有してない利用可能な最初のデータ
トラックに、書き込まれる。次いでそのディスクドライ
ブの書き込みヘッドはシーケンス上次のトラック、すな
わちステータストラック、に移転し、時間スタンプと共
にステータス表をそこに保存する。このようにしてステ
ータス表はアレイコントローラの故障が起きた場合でも
失われることがない。
【００２０】
【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。
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。
【００２１】
【アレイコントローラアーキテクチャ】図３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。ブロック２
００の内部構成およびオペレーションは図４を参照して
以下に詳細に説明する。
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。ブロック２
００の内部構成およびオペレーションは図４を参照して
以下に詳細に説明する。
【００２２】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１１５を介してできる。
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１１５を介してできる。
【００２３】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４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。
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４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。
【００２４】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。
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。
【００２５】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（以下、ホストＩ／Ｆ論理ブロックと言
う）２００、バススイッチ４００Ｕ、４００Ｌ、ＳＣＳ
Ｉ-２デバイス１３０Ａないし１３０Ｆおよびプロセッ
サ１０１に対するＤＭＡ制御を与える。
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（以下、ホストＩ／Ｆ論理ブロックと言
う）２００、バススイッチ４００Ｕ、４００Ｌ、ＳＣＳ
Ｉ-２デバイス１３０Ａないし１３０Ｆおよびプロセッ
サ１０１に対するＤＭＡ制御を与える。
【００２６】
【ホストＩ／Ｆ論理回路アーキテクチャ】図４は図３の
ホストＩ／Ｆ論理回路ブロック２００に含まれる論理回
路を例示するブロック線図である。このホストＩ／Ｆ論
理ブロックは六つの型の主要な内部論理ブロックとして
制御兼ステータスレジスタ２０１、ＳＣＳＩ-２ ＤＭＡ
バスハンドシェイキング論理回路２０３、バッファバス
ＤＭＡハンドシェイキング論理回路２０５、ＦＩＦＯブ
ロック２０７Ａないし２０７Ｄ、パリティチェックブロ
ック２０９Ｕ、２０９Ｌ、およびパリティチェック兼Ｃ
ＲＣ発生ブロック２１１Ａないし２１１Ｄを含む。
ホストＩ／Ｆ論理回路ブロック２００に含まれる論理回
路を例示するブロック線図である。このホストＩ／Ｆ論
理ブロックは六つの型の主要な内部論理ブロックとして
制御兼ステータスレジスタ２０１、ＳＣＳＩ-２ ＤＭＡ
バスハンドシェイキング論理回路２０３、バッファバス
ＤＭＡハンドシェイキング論理回路２０５、ＦＩＦＯブ
ロック２０７Ａないし２０７Ｄ、パリティチェックブロ
ック２０９Ｕ、２０９Ｌ、およびパリティチェック兼Ｃ
ＲＣ発生ブロック２１１Ａないし２１１Ｄを含む。
【００２７】制御兼ステータスレジスタ２０１はホスト
Ｉ／Ｆ論理回路ブロック２００のコンフィギュレーショ
ン、制御およびリセットを行うのに利用するいくつかの
１６ビット制御レジスタを含む。ブロック２０１はまた
コントローラマイクロプロセッサ１０１がホストＩ／Ｆ
論理回路ブロックのステータスを決定するのに使うステ
ータスレジスタを含む。マイクロプロセッサによるブロ
ック２０１内の制御兼ステータスレジスタへのアクセス
は、多重化されたアドレス／データバスＡＤ（０-
７）、データバスＤ（８-１５）、並びにチップ選択信
号ＣＳ／、読み取り信号ＲＤ／、書き込み信号ＷＲ／、
アドレスラッチイネーブル信号ＡＬＥおよび中断信号Ｉ
ＮＴ／を送信するためのいろいろの制御ラインによって
与えられる。バスＡＤ（０-７）およびＤ（８-１５）は
図１に示すようにアドレス／データバス１１３内に含ま
れる。
Ｉ／Ｆ論理回路ブロック２００のコンフィギュレーショ
ン、制御およびリセットを行うのに利用するいくつかの
１６ビット制御レジスタを含む。ブロック２０１はまた
コントローラマイクロプロセッサ１０１がホストＩ／Ｆ
論理回路ブロックのステータスを決定するのに使うステ
ータスレジスタを含む。マイクロプロセッサによるブロ
ック２０１内の制御兼ステータスレジスタへのアクセス
は、多重化されたアドレス／データバスＡＤ（０-
７）、データバスＤ（８-１５）、並びにチップ選択信
号ＣＳ／、読み取り信号ＲＤ／、書き込み信号ＷＲ／、
アドレスラッチイネーブル信号ＡＬＥおよび中断信号Ｉ
ＮＴ／を送信するためのいろいろの制御ラインによって
与えられる。バスＡＤ（０-７）およびＤ（８-１５）は
図１に示すようにアドレス／データバス１１３内に含ま
れる。
【００２８】ブロック２０３はホストＩ／Ｆ論理回路ブ
ロック２００とＳＣＳＩ-２デバイス１０９Ｕとの間で
ＤＭＡ転送を実行するのに必要なＳＣＳＩ-２ ＤＭＡバ
スハンドシェイキング論理回路を含む。このハンドシェ
イキング論理回路はあまたＳＣＳＩデバイス１０９Ｕ、
１０９ＬとＦＩＦＯ２０７Ａないし２０７Ｄとの間でデ
ータを多重化し、多重化解除を制御する。ブロック２０
３はまたＦＩＦＯのステータスがエンプティ（empty）
かフル（full）かに応じてリクエスト／アクノレッジ
ハンドシェイキングを変調する。バッファバスＤＭＡハ
ンドシェイキング論理回路２０５はホストＩ／Ｆ論理回
路ブロック２００と外部バッファバスコントローラとの
間のＤＭＡ転送を制御するための同様なハンドシェイキ
ング論理回路を含む。
ロック２００とＳＣＳＩ-２デバイス１０９Ｕとの間で
ＤＭＡ転送を実行するのに必要なＳＣＳＩ-２ ＤＭＡバ
スハンドシェイキング論理回路を含む。このハンドシェ
イキング論理回路はあまたＳＣＳＩデバイス１０９Ｕ、
１０９ＬとＦＩＦＯ２０７Ａないし２０７Ｄとの間でデ
ータを多重化し、多重化解除を制御する。ブロック２０
３はまたＦＩＦＯのステータスがエンプティ（empty）
かフル（full）かに応じてリクエスト／アクノレッジ
ハンドシェイキングを変調する。バッファバスＤＭＡハ
ンドシェイキング論理回路２０５はホストＩ／Ｆ論理回
路ブロック２００と外部バッファバスコントローラとの
間のＤＭＡ転送を制御するための同様なハンドシェイキ
ング論理回路を含む。
【００２９】四つのＦＩＦＯブロック２０７Ａないし２
０７Ｄは、ホストＩ／Ｆ論理回路ブロック２００とバッ
ファバスＡＢＵＦ、ＢＢＵＦ、ＣＢＵＦ、ＤＢＵＦとの
間のすべてのハンドシェイキング依存性を解除するのに
使用される。ＦＩＦＯブロック２０７Ａ、２０７Ｂはそ
れぞれ、バス１１１ＵとバッファバスＡＢＵＦ、ＢＢＵ
Ｆとの間に接続される。ＦＩＦＯブロック２０７Ｃ、２
０７Ｄはそれぞれバス１１１ＵとバッファバスＣＢＵ
Ｆ、ＤＢＵＦとの間に接続される。もしもこのコントロ
ーラアーキテクチャがＳＣＳＩバス拡張器デバイス（SC
SI bus extenderdevice）１０９Ｌとその関連のバス１
１１Ｌとを含むなら、ブロック２０７Ｂ、２０７Ｄもバ
ス１１１Ｌに接続される。これらのＦＩＦＯブロックの
構成およびオペレーションはブロック２０１内のレジス
タにより制御される。各ＦＩＦＯブロックは四つの１８
ビットワード（１６ビットのデータと２ビットのパリテ
ィ）まで格納することができる。
０７Ｄは、ホストＩ／Ｆ論理回路ブロック２００とバッ
ファバスＡＢＵＦ、ＢＢＵＦ、ＣＢＵＦ、ＤＢＵＦとの
間のすべてのハンドシェイキング依存性を解除するのに
使用される。ＦＩＦＯブロック２０７Ａ、２０７Ｂはそ
れぞれ、バス１１１ＵとバッファバスＡＢＵＦ、ＢＢＵ
Ｆとの間に接続される。ＦＩＦＯブロック２０７Ｃ、２
０７Ｄはそれぞれバス１１１ＵとバッファバスＣＢＵ
Ｆ、ＤＢＵＦとの間に接続される。もしもこのコントロ
ーラアーキテクチャがＳＣＳＩバス拡張器デバイス（SC
SI bus extenderdevice）１０９Ｌとその関連のバス１
１１Ｌとを含むなら、ブロック２０７Ｂ、２０７Ｄもバ
ス１１１Ｌに接続される。これらのＦＩＦＯブロックの
構成およびオペレーションはブロック２０１内のレジス
タにより制御される。各ＦＩＦＯブロックは四つの１８
ビットワード（１６ビットのデータと２ビットのパリテ
ィ）まで格納することができる。
【００３０】ブロック２０９Ｕ、２０９Ｌはそれぞれ、
ホストＩ／Ｆ論理回路ブロック２００とＳＣＳＩ-２デ
バイス１０９Ｕ、１０９Ｌとの間で送信されたすべての
情報に対するパリティチェックを行う。これらのブロッ
クは当該データ転送についてパリティ情報を発生し、発
生したパリティ情報を、データと共に送信されたパリテ
ィ情報と比較する。
ホストＩ／Ｆ論理回路ブロック２００とＳＣＳＩ-２デ
バイス１０９Ｕ、１０９Ｌとの間で送信されたすべての
情報に対するパリティチェックを行う。これらのブロッ
クは当該データ転送についてパリティ情報を発生し、発
生したパリティ情報を、データと共に送信されたパリテ
ィ情報と比較する。
【００３１】ブロック２１１Ａないし２１１Ｄはホスト
Ｉ／Ｆ論理回路ブロック２００とそれぞれのバッファバ
スとの間のデータ転送に対してパリティチェックを行
う。ブロック２１１Ａないし２１１ＤはまたＣＲＣデー
タを発生してこれをＤＭＡデータブロックに添付し、添
付されたＣＲＣデータをチェックし、またＤＭＡデータ
ブロックからＣＲＣデータを除去する機能を果たす。
Ｉ／Ｆ論理回路ブロック２００とそれぞれのバッファバ
スとの間のデータ転送に対してパリティチェックを行
う。ブロック２１１Ａないし２１１ＤはまたＣＲＣデー
タを発生してこれをＤＭＡデータブロックに添付し、添
付されたＣＲＣデータをチェックし、またＤＭＡデータ
ブロックからＣＲＣデータを除去する機能を果たす。
【００３２】オペレーション上、ホストインターフェー
ス論理ブロック２００はＳＣＳＩ-２デバイス１０９
Ｕ、１０９Ｌと四つのバッファバスＡＢＵＦ、ＢＢＵ
Ｆ、ＣＢＵＦ、ＤＢＵＦとの間でデータを多重化するの
に使われる。ブロック２００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。
ス論理ブロック２００はＳＣＳＩ-２デバイス１０９
Ｕ、１０９Ｌと四つのバッファバスＡＢＵＦ、ＢＢＵ
Ｆ、ＣＢＵＦ、ＤＢＵＦとの間でデータを多重化するの
に使われる。ブロック２００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。
【００３３】上述した図３のディスクアレイコントロー
ラおよび図４のホストＩ／Ｆ論理回路アーキテクチャの
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 07／746,399 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。
ラおよび図４のホストＩ／Ｆ論理回路アーキテクチャの
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 07／746,399 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。
【００３４】
【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５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。
および４００Ｌ各々に含まれる論理回路は図５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。
【００３５】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。
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。
【００３６】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。
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。
【００３７】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。
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。
【００３８】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。
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。
【００３９】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。
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。
【００４０】上述し、図５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。
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。
【００４１】
【高速書き込みＩ／Ｏオペレーション】以下に説明する
本発明の一実施例はホストシステムに対する書き込みＩ
／Ｏオペレーションの外見上の応答時間を低減するた
め、一つ以上のアレイ予備ドライブを使用する。図１な
いし５に示すシステムの場合、予備ドライブ DRIVE F
がこの目的に使われる。
本発明の一実施例はホストシステムに対する書き込みＩ
／Ｏオペレーションの外見上の応答時間を低減するた
め、一つ以上のアレイ予備ドライブを使用する。図１な
いし５に示すシステムの場合、予備ドライブ DRIVE F
がこの目的に使われる。
【００４２】図６にはディスクドライブユニット DRIVE
F が例示してある。図示したこのドライブユニットは
例示のため簡単化してあるが、表面を磁化可能な材料で
塗布した磁気ディスクと可動アーム５０６に装着した読
み取り／書き込みヘッドとを有する。データはトラック
と呼ばれる一組の共心的リングＴ０ないしＴ３内でディ
スク上に記録される。各トラックはセクターと呼ぶ区域
に分割されていることが了解できよう。これらセクター
内にデータブロックが格納される。トラックＴ０、Ｔ
１、Ｔ２およびＴ３に対応するセクターはそれぞれ、番
号Ｓ０ないしＳ９、Ｓ１０ないしＳ１９、Ｓ２０ないし
Ｓ２９、およびＳ３０ないしＳ３９にそれぞれ付番され
ている。前に述べたように、図６に示すディスクドライ
ブユニットは一例に過ぎず、実際のディスクドライブユ
ニットは一つ以上の磁気ディスク（プラターともいう）
および各ディスクに対する読み取り／書き込みヘッドを
多重に含むことができる。読み取り／書き込みヘッドは
また、磁気ディスクの底面にアクセスするように設ける
こともできる。各ディスク面は図６に示す四トラック、
４０セクターを超える非常に多数のトラックとセクター
を含むこともできる。
F が例示してある。図示したこのドライブユニットは
例示のため簡単化してあるが、表面を磁化可能な材料で
塗布した磁気ディスクと可動アーム５０６に装着した読
み取り／書き込みヘッドとを有する。データはトラック
と呼ばれる一組の共心的リングＴ０ないしＴ３内でディ
スク上に記録される。各トラックはセクターと呼ぶ区域
に分割されていることが了解できよう。これらセクター
内にデータブロックが格納される。トラックＴ０、Ｔ
１、Ｔ２およびＴ３に対応するセクターはそれぞれ、番
号Ｓ０ないしＳ９、Ｓ１０ないしＳ１９、Ｓ２０ないし
Ｓ２９、およびＳ３０ないしＳ３９にそれぞれ付番され
ている。前に述べたように、図６に示すディスクドライ
ブユニットは一例に過ぎず、実際のディスクドライブユ
ニットは一つ以上の磁気ディスク（プラターともいう）
および各ディスクに対する読み取り／書き込みヘッドを
多重に含むことができる。読み取り／書き込みヘッドは
また、磁気ディスクの底面にアクセスするように設ける
こともできる。各ディスク面は図６に示す四トラック、
４０セクターを超える非常に多数のトラックとセクター
を含むこともできる。
【００４３】上述したように予備ドライブDRIVE F を高
速書き込みディスクと呼ぶことにするが、これは複数の
トラックＴ０、Ｔ１、Ｔ２、Ｔ３等に分割された格納空
間を有する。連続するトラック番号は隣接するトラック
に対応する。本発明の方法はデータトラックとして偶数
番トラックＴ０、Ｔ２等、およびステータストラックと
して奇数番トラック、Ｔ１、Ｔ３等を使う。これについ
てはさらに図７ないし１０を参照して後述する。本発明
の目的は、到来する書き込みＩ／Ｏブロックをデータト
ラック上の高速書き込みドライブに迅速に格納し、書き
込み完了を待たずにホストシステムに完了ステータスを
迅速に返すことである。
速書き込みディスクと呼ぶことにするが、これは複数の
トラックＴ０、Ｔ１、Ｔ２、Ｔ３等に分割された格納空
間を有する。連続するトラック番号は隣接するトラック
に対応する。本発明の方法はデータトラックとして偶数
番トラックＴ０、Ｔ２等、およびステータストラックと
して奇数番トラック、Ｔ１、Ｔ３等を使う。これについ
てはさらに図７ないし１０を参照して後述する。本発明
の目的は、到来する書き込みＩ／Ｏブロックをデータト
ラック上の高速書き込みドライブに迅速に格納し、書き
込み完了を待たずにホストシステムに完了ステータスを
迅速に返すことである。
【００４４】図７ないし１１は、本発明の方法に基づい
て高速書き込みドライブ（fast write drive, FWD）と
呼称するディスクドライブ DRIVE F へ、ホスト１４７
から受信したデータが書き込まれるようにした高速Ｉ／
Ｏオペレーションを例示する。図７ないし１１にはこの
高速書き込みオペレーションを促進するに必要な構成部
のみを示す。
て高速書き込みドライブ（fast write drive, FWD）と
呼称するディスクドライブ DRIVE F へ、ホスト１４７
から受信したデータが書き込まれるようにした高速Ｉ／
Ｏオペレーションを例示する。図７ないし１１にはこの
高速書き込みオペレーションを促進するに必要な構成部
のみを示す。
【００４５】図７は高速書き込みオペレーションにおけ
る最初のステップを示す。コントローラのプロセッサ１
０１（図示してなし）の監督の下に、アレイコントロー
ラ１００から受信されてディスクアレイに書き込むべき
各データブロックは、直ちにホストＩ／Ｆ２００、バッ
ファバスＡＢＵＦないしＤＢＵＦの一つ、バススイッチ
４００、およびドライブバスＦＤＲＶを介して、利用可
能な最初のデータトラックに送られる。
る最初のステップを示す。コントローラのプロセッサ１
０１（図示してなし）の監督の下に、アレイコントロー
ラ１００から受信されてディスクアレイに書き込むべき
各データブロックは、直ちにホストＩ／Ｆ２００、バッ
ファバスＡＢＵＦないしＤＢＵＦの一つ、バススイッチ
４００、およびドライブバスＦＤＲＶを介して、利用可
能な最初のデータトラックに送られる。
【００４６】コントローラ１０１は各ＦＷＤデータトラ
ックの現在のステータスを示すステータス表を維持す
る。各ブロック書き込みの完了に続いて、プロセッサ１
０１は当該ステータスを更新し、更新した表をＲＡＭ１
０３に保存し、時間スタンプと併せて後続するステータ
ストラックのＦＷＤに保存する。このステップではこの
アレイコントローラは図８に示すコンフィギュレーショ
ンを与えられる。この後、書き込み完了ステータス信号
がアレイコントローラからホストシステムに与えられ
る。従ってアレイコントローラが独立にこの書き込みオ
ペレーションを完了する間、ホストは自由に他のオペレ
ーションを進めることができる。
ックの現在のステータスを示すステータス表を維持す
る。各ブロック書き込みの完了に続いて、プロセッサ１
０１は当該ステータスを更新し、更新した表をＲＡＭ１
０３に保存し、時間スタンプと併せて後続するステータ
ストラックのＦＷＤに保存する。このステップではこの
アレイコントローラは図８に示すコンフィギュレーショ
ンを与えられる。この後、書き込み完了ステータス信号
がアレイコントローラからホストシステムに与えられ
る。従ってアレイコントローラが独立にこの書き込みオ
ペレーションを完了する間、ホストは自由に他のオペレ
ーションを進めることができる。
【００４７】ＦＤＷ DRIVE F への書き込みに続けてRAI
Dレベル３書き込みオペレーションを完了するため、ア
レイコントローラ内で行うプロセスが、図９に示してあ
る。図１０および１１にはRAIDレベル５書き込みオペレ
ーションを完了するためのプロセスが例示してある。
Dレベル３書き込みオペレーションを完了するため、ア
レイコントローラ内で行うプロセスが、図９に示してあ
る。図１０および１１にはRAIDレベル５書き込みオペレ
ーションを完了するためのプロセスが例示してある。
【００４８】図９に見られるように、アレイコントロー
ラプロセッサ１０１の監督の下に先にＦＷＤ DRIVE F
に保存したデータは DRIVE F からホストＩ／Ｆ論理
回路ブロック２００中に読み取られる。ホストシステム
から受信したデータが本発明の高速書き込みＩ／Ｏオペ
レーションないときに処理されるのと同様な方法で、こ
のアレイコントローラはＦＷＤ DRIVE F から受信し
たデータを処理し、格納する。ＦＷＤ DRIVE F から
受信したデータはホストＩ／Ｆ論理回路ブロック２００
により、多重化され、あるいはバッファバスＡＢＵＦな
いしＤＢＵＦにまたがって分布するように分解され、ド
ライブ DRIVE A ないし DRIVE D 上に格納すべくバス
スイッチ４００に送られる。
ラプロセッサ１０１の監督の下に先にＦＷＤ DRIVE F
に保存したデータは DRIVE F からホストＩ／Ｆ論理
回路ブロック２００中に読み取られる。ホストシステム
から受信したデータが本発明の高速書き込みＩ／Ｏオペ
レーションないときに処理されるのと同様な方法で、こ
のアレイコントローラはＦＷＤ DRIVE F から受信し
たデータを処理し、格納する。ＦＷＤ DRIVE F から
受信したデータはホストＩ／Ｆ論理回路ブロック２００
により、多重化され、あるいはバッファバスＡＢＵＦな
いしＤＢＵＦにまたがって分布するように分解され、ド
ライブ DRIVE A ないし DRIVE D 上に格納すべくバス
スイッチ４００に送られる。
【００４９】
【高速書き込みＩ／Ｏオペレーション】図１０および１
１は DRIVE A および DRIVE B が関与するRAIDレベル５
の書き込みを例示するもので、この場合、データは DRI
VE 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１０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 D
RIVE A 内の目標領域からそれぞれ読み取られ、バス１
３５Ｂおよび１３５Ａ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１
２０内の第二領域１２０Ａに保存される。
１は DRIVE A および DRIVE B が関与するRAIDレベル５
の書き込みを例示するもので、この場合、データは DRI
VE 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１０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 D
RIVE A 内の目標領域からそれぞれ読み取られ、バス１
３５Ｂおよび１３５Ａ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１
２０内の第二領域１２０Ａに保存される。
【００５０】次いで新規データおよびパリティ情報は図
１１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。
１１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。
【００５１】このステータス表は、アレイへの書き込み
が完了すると更新される。このステータス表は各データ
トラック毎に当該トラックが未だディスクアレイ中に書
き込まれていないデータを保持しているか否かを示すデ
ータを含む。アレイ中に書き込まれたデータを保持して
いるデータトラックについてはさらに、ステータス表は
その書き込みに関する論理ブロック番号と対応のホスト
Ｉ／Ｏ同定データとを含む。ＦＷＤへ書き込まれたとき
はステータス表は時間スタンプと共に保存される。この
ためコントローラの故障あるいは停電が起きた場合に
は、すべてのステータストラックを読み取り、最新の時
間スタンプを有する表を保持することにより、最も最近
に保存したステータス表が回復できる。
が完了すると更新される。このステータス表は各データ
トラック毎に当該トラックが未だディスクアレイ中に書
き込まれていないデータを保持しているか否かを示すデ
ータを含む。アレイ中に書き込まれたデータを保持して
いるデータトラックについてはさらに、ステータス表は
その書き込みに関する論理ブロック番号と対応のホスト
Ｉ／Ｏ同定データとを含む。ＦＷＤへ書き込まれたとき
はステータス表は時間スタンプと共に保存される。この
ためコントローラの故障あるいは停電が起きた場合に
は、すべてのステータストラックを読み取り、最新の時
間スタンプを有する表を保持することにより、最も最近
に保存したステータス表が回復できる。
【００５２】以上、ホスト１４７の各書き込みＩ／Ｏリ
クエストは、簡単のためディスクの一セクターを占有す
る単一のデータブロックの書き込みについて説明した。
多重ブロックの書き込みを処理するもっと一般的な技術
方法は上述の単一ブロック書き込みオペレーションの明
白な拡張であり、本発明に含まれる。
クエストは、簡単のためディスクの一セクターを占有す
る単一のデータブロックの書き込みについて説明した。
多重ブロックの書き込みを処理するもっと一般的な技術
方法は上述の単一ブロック書き込みオペレーションの明
白な拡張であり、本発明に含まれる。
【００５３】
【効果】アレイディスク内の一つ以上の予備ディスクド
ライブを利用すること、および当該アレイ内の書き込み
オペレーションの完了を待たずにホストシステムに完了
ステータスを返すことにより、データ処理システム内の
ディスクアレイに対する平均書き込みＩ／Ｏ応答時間を
低減することのできる新規、かつ有用な本発明の方法を
示した。すなわち、本発明の方法はデータ処理システム
内のディスクアレイに対する平均書き込みＩ／Ｏ応答時
間を低減することができる。またその際、素早くＩ／Ｏ
書き込みデータを暫定的に格納すべく、ディスクドライ
ブの一つ以上の予備ディスクを利用する改良方法を与え
る。さらにまた本発明はディスクアレイ内で書き込みオ
ペレーションの完了を立つことなく、書き込みＩ／Ｏ完
了ステータス信号をホストシステムに返す新規有用な方
法を与える。さらにまた本発明はホストシステムから受
信した書き込みＩ／Ｏデータをアレイ予備ドライブに迅
速に格納すると共にディスクアレイへの書き込みオペレ
ーションの完了を立つことなく書き込みＩ／Ｏ完了ステ
ータス信号をホストシステムに返す新規有用な方法を与
える。
ライブを利用すること、および当該アレイ内の書き込み
オペレーションの完了を待たずにホストシステムに完了
ステータスを返すことにより、データ処理システム内の
ディスクアレイに対する平均書き込みＩ／Ｏ応答時間を
低減することのできる新規、かつ有用な本発明の方法を
示した。すなわち、本発明の方法はデータ処理システム
内のディスクアレイに対する平均書き込みＩ／Ｏ応答時
間を低減することができる。またその際、素早くＩ／Ｏ
書き込みデータを暫定的に格納すべく、ディスクドライ
ブの一つ以上の予備ディスクを利用する改良方法を与え
る。さらにまた本発明はディスクアレイ内で書き込みオ
ペレーションの完了を立つことなく、書き込みＩ／Ｏ完
了ステータス信号をホストシステムに返す新規有用な方
法を与える。さらにまた本発明はホストシステムから受
信した書き込みＩ／Ｏデータをアレイ予備ドライブに迅
速に格納すると共にディスクアレイへの書き込みオペレ
ーションの完了を立つことなく書き込みＩ／Ｏ完了ステ
ータス信号をホストシステムに返す新規有用な方法を与
える。
【００５４】上記の方法はリード-モディファイ-ライト
アルゴリズムを採用するRAIDレベル４および５ディス
クアレイシステム内で利用するとき、著しくＩ／Ｏ応答
時間を改善する。上述した方法はRAIDレベル１および３
その他のアレイコンフィギュレーションにも利用可能で
あるが、Ｉ／Ｏ応答時間における利得はRAIDレベル４お
よび５ディスクアレイコンフィギュレーションにおける
利得よりもかなり小さい。
アルゴリズムを採用するRAIDレベル４および５ディス
クアレイシステム内で利用するとき、著しくＩ／Ｏ応答
時間を改善する。上述した方法はRAIDレベル１および３
その他のアレイコンフィギュレーションにも利用可能で
あるが、Ｉ／Ｏ応答時間における利得はRAIDレベル４お
よび５ディスクアレイコンフィギュレーションにおける
利得よりもかなり小さい。
【００５５】データ信頼性を保護するため、ステータス
表および高速書き込みデータはコントローラＲＡＭのみ
ならず予備ドライブにも保存することができる。そうす
ることよって予備ドライブもしくはコントローラのうち
の一方の故障があっても、データが失われることはな
い。
表および高速書き込みデータはコントローラＲＡＭのみ
ならず予備ドライブにも保存することができる。そうす
ることよって予備ドライブもしくはコントローラのうち
の一方の故障があっても、データが失われることはな
い。
【００５６】RAIDレベル４または５のディスクアレイシ
ステムでは、本発明をケイス バーナードデュラックお
よびロバートアレンデモスの「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」と題する米国特許第９６６ ,１６６号と
共に採用すれば一層のアレイ性能向上の利益が実現され
る。上記米国特許出願の開示をここに参考として引用す
る。
ステムでは、本発明をケイス バーナードデュラックお
よびロバートアレンデモスの「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」と題する米国特許第９６６ ,１６６号と
共に採用すれば一層のアレイ性能向上の利益が実現され
る。上記米国特許出願の開示をここに参考として引用す
る。
【図１】四つのデータディスクドライブと一つのパリテ
ィディスクドライブとを含むRAIDレベル３アレイを表す
ブロック線図である。
ィディスクドライブとを含むRAIDレベル３アレイを表す
ブロック線図である。
【図２】五個のディスクドライブを含むRAIDれ５を表す
ブロック線図である。
ブロック線図である。
【図３】図１および図２に示すディスクアレイコントロ
ーラ１００として可能なアーキテクチャを例示するブロ
ック線図である。
ーラ１００として可能なアーキテクチャを例示するブロ
ック線図である。
【図４】図３のホストＩ／Ｆ論理回路ブロック２００に
含まれる論理回路を例示するブロック線図である。
含まれる論理回路を例示するブロック線図である。
【図５】図３の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。
る論理回路のブロック線図である。
【図６】磁気ディスクの上面図で、ディスク表面上のト
ラックおよびセクター内にデータを組織化する方法を示
す図である。
ラックおよびセクター内にデータを組織化する方法を示
す図である。
【図７】図１および２に示す予備ディスクドライブを使
って、本発明の方法によりディスクアレイ書き込みオペ
レーションにおいて外見上の応答時間を低減する方法を
示す図である。
って、本発明の方法によりディスクアレイ書き込みオペ
レーションにおいて外見上の応答時間を低減する方法を
示す図である。
【図８】図１および２に示す予備ディスクドライブを使
って、本発明の方法によりディスクアレイ書き込みオペ
レーションにおいて外見上の応答時間を低減する方法を
示すための別の図である。
って、本発明の方法によりディスクアレイ書き込みオペ
レーションにおいて外見上の応答時間を低減する方法を
示すための別の図である。
【図９】図７および８に示す高速書き込みオペレーショ
ンに続いてRAIDレベル３書き込みオペレーションを完了
させることを示す図である。
ンに続いてRAIDレベル３書き込みオペレーションを完了
させることを示す図である。
【図１０】図７および８に示す高速書き込みオペレーシ
ョンに続いてRAIDレベル５リード-モディファイ-ライト
オペレーションを完了させることを示す図である。
ョンに続いてRAIDレベル５リード-モディファイ-ライト
オペレーションを完了させることを示す図である。
【図１１】図７および８に示す高速書き込みオペレーシ
ョンに続いてRAIDレベル５リード-モディファイ-ライト
オペレーションを完了させることを示すための別の図
である。
ョンに続いてRAIDレベル５リード-モディファイ-ライト
オペレーションを完了させることを示すための別の図
である。
１００ アレイコントローラ 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 １０１ プロセッサ ＡＢＵＦ-ＤＢＵＦ 内部バッファバス １０７ 外部ＳＣＳＩ-２バス １０９Ｕ、１０９Ｌ ＳＣＳＩ-２チップ １１３ アドレス／データバス １２０ ＲＡＭバッファ ４００Ｕ 上方バススイッチ ４００Ｌ 下方バススイッチ １１５ トランシーバー ＡＤＲＶ-ＦＤＲＶ ドライブバス １３０Ａ-１３０Ｆ ＳＣＳＩ-２デバイス ５００ＡＢ-５００ＥＦ サイクリック重複チェック
（ＣＲＣ）論理ブロック ３００ ＤＭＡ制御論理ブロック
（ＣＲＣ）論理ブロック ３００ ＤＭＡ制御論理ブロック
Claims (1)
- 【請求項１】ディスクアレイがデータおよびパリティ情
報を格納するための複数のアクティブドライブと予備デ
ィスクドライブとを含む場合に、ホストシステムにより
開始される該ディスクアレイへの書き込みＩ／Ｏオペレ
ーションの応答時間を低減する方法であって、 該ディスクアレイが該ホストシステムから受信したデー
タを該予備ドライブに保存するステップと、 該ホスト書き込みＩ／Ｏオペレーションの完了を示す書
き込み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、 該予備ドライブに保存されたデータを該アクティブドラ
イブに転送するステップとを含むディスクアレイにおけ
る高速書き込みＩ／Ｏ処理の方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US966107 | 1992-10-23 | ||
| US07/966,107 US5418925A (en) | 1992-10-23 | 1992-10-23 | Fast write I/O handling in a disk array using spare drive for buffering |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0772986A true JPH0772986A (ja) | 1995-03-17 |
Family
ID=25510925
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5286278A Pending JPH0772986A (ja) | 1992-10-23 | 1993-10-22 | ディスクアレイにおける高速書き込みｉ／ｏ処理の方法 |
Country Status (3)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5418925A (ja) |
| EP (1) | EP0601699A3 (ja) |
| JP (1) | JPH0772986A (ja) |
Families Citing this family (47)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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| US5574851A (en) * | 1993-04-19 | 1996-11-12 | At&T Global Information Solutions Company | Method for performing on-line reconfiguration of a disk array concurrent with execution of disk I/O operations |
| US5598549A (en) * | 1993-06-11 | 1997-01-28 | At&T Global Information Solutions Company | Array storage system for returning an I/O complete signal to a virtual I/O daemon that is separated from software array driver and physical device driver |
| JP2821345B2 (ja) * | 1993-09-29 | 1998-11-05 | 北海道日本電気ソフトウェア株式会社 | 非同期ｉ／ｏ制御方式 |
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| JPH07281840A (ja) * | 1994-04-14 | 1995-10-27 | Ibm Japan Ltd | ２重化ディスク記録装置 |
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| US5548788A (en) * | 1994-10-27 | 1996-08-20 | Emc Corporation | Disk controller having host processor controls the time for transferring data to disk drive by modifying contents of the memory to indicate data is stored in the memory |
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