JPH08171462A - ディスクアレイ装置のパリティ情報格納方法 - Google Patents
ディスクアレイ装置のパリティ情報格納方法Info
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- JPH08171462A JPH08171462A JP6334185A JP33418594A JPH08171462A JP H08171462 A JPH08171462 A JP H08171462A JP 6334185 A JP6334185 A JP 6334185A JP 33418594 A JP33418594 A JP 33418594A JP H08171462 A JPH08171462 A JP H08171462A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 大量データの扱いを効率よく行うことが可能
で、且つデータ書込みプログラム作成を容易にするディ
スクアレイ装置のパリティ情報格納方法を提供する。 【構成】 複数台のディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎに
データを分散して格納すると共に、パリティ情報を分散
して格納するディスクアレイ装置において、パリティ情
報Ｐ０〜Ｐｎをディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎの同じ
セクタアドレスｎに格納するようにした。
で、且つデータ書込みプログラム作成を容易にするディ
スクアレイ装置のパリティ情報格納方法を提供する。 【構成】 複数台のディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎに
データを分散して格納すると共に、パリティ情報を分散
して格納するディスクアレイ装置において、パリティ情
報Ｐ０〜Ｐｎをディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎの同じ
セクタアドレスｎに格納するようにした。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、複数台のディスク装置
を配置して、これらにデータを分散させて格納するディ
スクアレイ装置に係り、特にそのパリティ情報格納方法
に関する。
を配置して、これらにデータを分散させて格納するディ
スクアレイ装置に係り、特にそのパリティ情報格納方法
に関する。
【０００２】
【従来の技術】大量のデータを複数台の小型ディスク装
置に分散して記憶し、これらのディスク装置にアクセス
するディスクアレイ装置として、ＲＡＩＤ（Redundant
Arraysof Inexpensive Disks ）が知られている。ＲＡ
ＩＤには１から５までのレベルがあり、２〜４のレベル
では、一部のディスクを除く他のディスクにデータを分
散して記憶し、残りのディスクにエラー訂正用のハミン
グ・コード又はパリティ情報を記憶する。レベル５のＲ
ＡＩＤでは、パリティ情報を全てのディスクに分散して
記憶する。
置に分散して記憶し、これらのディスク装置にアクセス
するディスクアレイ装置として、ＲＡＩＤ（Redundant
Arraysof Inexpensive Disks ）が知られている。ＲＡ
ＩＤには１から５までのレベルがあり、２〜４のレベル
では、一部のディスクを除く他のディスクにデータを分
散して記憶し、残りのディスクにエラー訂正用のハミン
グ・コード又はパリティ情報を記憶する。レベル５のＲ
ＡＩＤでは、パリティ情報を全てのディスクに分散して
記憶する。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】従来提案されているレ
ベル５のＲＡＩＤでは、パリティ情報は各ディスクの順
次異なるセクタアドレスに記憶するようになっている。
この様なパリティ情報の格納法では、１度に読み出すデ
ータ量が多い場合には、パリティ情報が格納されたセク
タアドレスを挟んでアクセス動作を分割しなければなら
ないことが多く、読み出し効率が悪くなる。また各ディ
スクでパリティ情報を記憶するセクタアドレスが異なる
ことは、データ書込みプログラムの作成を難しくする。
ベル５のＲＡＩＤでは、パリティ情報は各ディスクの順
次異なるセクタアドレスに記憶するようになっている。
この様なパリティ情報の格納法では、１度に読み出すデ
ータ量が多い場合には、パリティ情報が格納されたセク
タアドレスを挟んでアクセス動作を分割しなければなら
ないことが多く、読み出し効率が悪くなる。また各ディ
スクでパリティ情報を記憶するセクタアドレスが異なる
ことは、データ書込みプログラムの作成を難しくする。
【０００４】本発明は、この様な事情を考慮してなされ
たもので、大量データの扱いを効率よく行うことが可能
で、且つデータ書込みプログラム作成を容易にするディ
スクアレイ装置のパリティ情報格納方法を提供すること
を目的としている。
たもので、大量データの扱いを効率よく行うことが可能
で、且つデータ書込みプログラム作成を容易にするディ
スクアレイ装置のパリティ情報格納方法を提供すること
を目的としている。
【０００５】
【課題を解決するための手段】本発明は、複数台のディ
スク装置にデータを分散して格納すると共に、エラー訂
正用のパリティ情報を前記複数台のディスク装置に分散
して格納するディスクアレイ装置において、前記パリテ
ィ情報を前記複数台のディスク装置の同じセクタアドレ
スに格納することを特徴としている。
スク装置にデータを分散して格納すると共に、エラー訂
正用のパリティ情報を前記複数台のディスク装置に分散
して格納するディスクアレイ装置において、前記パリテ
ィ情報を前記複数台のディスク装置の同じセクタアドレ
スに格納することを特徴としている。
【０００６】
【作用】本発明によると、パリティ情報を複数台のディ
スクの同じセクタアドレスに記憶することによって、１
度に読み出すデータ量が大きい場合にも、パリティ情報
が記憶されたセクタアドレスを間に挟むことなく連続し
て読み出し得る確率が高くなり、効率的な読み出し動作
が可能になる。またパリティ情報が複数台のディスクの
同じセクタアドレスに記憶されるため、プログラム作成
も容易になる。
スクの同じセクタアドレスに記憶することによって、１
度に読み出すデータ量が大きい場合にも、パリティ情報
が記憶されたセクタアドレスを間に挟むことなく連続し
て読み出し得る確率が高くなり、効率的な読み出し動作
が可能になる。またパリティ情報が複数台のディスクの
同じセクタアドレスに記憶されるため、プログラム作成
も容易になる。
【０００７】
【実施例】以下、図面を参照して、本発明の実施例を説
明する。図１は本発明の一実施例のディスクアレイ装置
の構成を示す。この装置は、複数台のディスク装置ＨＤ
Ｄ０〜ＨＤＤｎにデータを分散して記憶するもので、各
ディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎにはディスクアクセス
手段としてデータトラムＤＴ０〜ＤＴｎがそれぞれ接続
されている。これらのデータトラムＤＴ０〜ＤＴｎは、
並列データ転送可能な通信プロセッサからなる。また、
図示しないホストコンピュータに対してアクセスするデ
ータ転送手段として、マネージャトラムＭＴが設けられ
ている。このマネージャトラムＭＴもデータトラムＤＴ
０〜ＤＴｎと同様の通信プロセッサからなる。
明する。図１は本発明の一実施例のディスクアレイ装置
の構成を示す。この装置は、複数台のディスク装置ＨＤ
Ｄ０〜ＨＤＤｎにデータを分散して記憶するもので、各
ディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎにはディスクアクセス
手段としてデータトラムＤＴ０〜ＤＴｎがそれぞれ接続
されている。これらのデータトラムＤＴ０〜ＤＴｎは、
並列データ転送可能な通信プロセッサからなる。また、
図示しないホストコンピュータに対してアクセスするデ
ータ転送手段として、マネージャトラムＭＴが設けられ
ている。このマネージャトラムＭＴもデータトラムＤＴ
０〜ＤＴｎと同様の通信プロセッサからなる。
【０００８】ディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎへのデー
タ書込み時は、マネージャトラムＭＴがホストコンピュ
ータからのコマンド及びデータを受信して、データ分割
及びパリティ情報の生成を行い、データトラムＤＴ０〜
ＤＴｎを介してディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎに分割
データ及びパリティ情報を格納する。この実施例の装置
は、レベル５のＲＡＩＤであって、パリティ情報につい
ても全てのディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎに分散させ
て格納する。
タ書込み時は、マネージャトラムＭＴがホストコンピュ
ータからのコマンド及びデータを受信して、データ分割
及びパリティ情報の生成を行い、データトラムＤＴ０〜
ＤＴｎを介してディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎに分割
データ及びパリティ情報を格納する。この実施例の装置
は、レベル５のＲＡＩＤであって、パリティ情報につい
ても全てのディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎに分散させ
て格納する。
【０００９】図２は、この実施例でのディスク装置ＨＤ
Ｄ０〜ＨＤＤｎへのデータ及びパリティ情報の格納法を
示す。パリティ情報は、各ディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤ
Ｄｎの同じセクタアドレス、図２の場合セクタアドレス
ｎにＰ０〜Ｐｎとして格納される。パリティ情報の生成
及び格納法を簡単に説明すれば、ディスク装置ＨＤＤ０
からＨＤＤｎ−１までのそれぞれセクタアドレス０に分
割して格納されるデータＤ０からＤｎ−１までの排他的
論理和をとって、これをパリティ情報Ｐｎとしてディス
ク装置ＨＤＤｎのセクタアドレスｎに格納する。ディス
ク装置ＨＤＤｎのセクタアドレス０から、ディスク装置
ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎ−２のセクタアドレス１に格納され
るデータＤｎからＤ２ｎ−１までの排他的論理和をとっ
て、これをパリティ情報Ｐｎ−１としてディスク装置Ｈ
ＤＤｎ−１のセクタアドレスｎに格納する。
Ｄ０〜ＨＤＤｎへのデータ及びパリティ情報の格納法を
示す。パリティ情報は、各ディスク装置ＨＤＤ０〜ＨＤ
Ｄｎの同じセクタアドレス、図２の場合セクタアドレス
ｎにＰ０〜Ｐｎとして格納される。パリティ情報の生成
及び格納法を簡単に説明すれば、ディスク装置ＨＤＤ０
からＨＤＤｎ−１までのそれぞれセクタアドレス０に分
割して格納されるデータＤ０からＤｎ−１までの排他的
論理和をとって、これをパリティ情報Ｐｎとしてディス
ク装置ＨＤＤｎのセクタアドレスｎに格納する。ディス
ク装置ＨＤＤｎのセクタアドレス０から、ディスク装置
ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎ−２のセクタアドレス１に格納され
るデータＤｎからＤ２ｎ−１までの排他的論理和をとっ
て、これをパリティ情報Ｐｎ−１としてディスク装置Ｈ
ＤＤｎ−１のセクタアドレスｎに格納する。
【００１０】以下同様にして、ｎ個のディスク装置に分
散記憶されるデータの排他的論理和によりパリティ情報
を生成して、これを残りのディスク装置のセクタアドレ
スｎに格納する。したがってセクタアドレス０〜ｎに限
って言えば、データｘに関するパリティ情報は、最初の
ディスク装置ＨＤＤ０から数えて、ｎ−１−ｘ／（ｎ−
１）番目のディスク装置のセクタアドレスｎに格納され
ることになる。
散記憶されるデータの排他的論理和によりパリティ情報
を生成して、これを残りのディスク装置のセクタアドレ
スｎに格納する。したがってセクタアドレス０〜ｎに限
って言えば、データｘに関するパリティ情報は、最初の
ディスク装置ＨＤＤ０から数えて、ｎ−１−ｘ／（ｎ−
１）番目のディスク装置のセクタアドレスｎに格納され
ることになる。
【００１１】次に、より具体的にデータ格納法を説明す
る。いま、ディスクの台数をＤＳ（３以上の自然数）、
パリティ格納の階層をＲｎ（＝２n，ｎは０以上の整
数）とする。Ｒｎ＝１６であれば、パリティデータは１
６ブロック連続したところに格納される。ホストコンピ
ュータから見たディスクアレイ装置の論理アドレスをグ
ローバルアドレスＧＡ（０以上の整数）、各ディスクの
論理アドレスをローカルアドレスＬＡ（０以上の整数）
とする。またディスクの番号をＤｎ（０≦Ｄｎ≦Ｄｓ−
１）、パリティデータを格納するディスクの番号をＰＤ
ｎ（０≦ＰＤｎ≦Ｄｓ−１）、パリティデータを格納す
るアドレスをＰＬＡとおく。
る。いま、ディスクの台数をＤＳ（３以上の自然数）、
パリティ格納の階層をＲｎ（＝２n，ｎは０以上の整
数）とする。Ｒｎ＝１６であれば、パリティデータは１
６ブロック連続したところに格納される。ホストコンピ
ュータから見たディスクアレイ装置の論理アドレスをグ
ローバルアドレスＧＡ（０以上の整数）、各ディスクの
論理アドレスをローカルアドレスＬＡ（０以上の整数）
とする。またディスクの番号をＤｎ（０≦Ｄｎ≦Ｄｓ−
１）、パリティデータを格納するディスクの番号をＰＤ
ｎ（０≦ＰＤｎ≦Ｄｓ−１）、パリティデータを格納す
るアドレスをＰＬＡとおく。
【００１２】いま、ＧＡ０＝（Ｄｓ−１）で割り切れる
値、ＧＡｓ＝ＧＡ０＋ＤＳ−２とし、ＧＡを、ＧＡ０≦
ＧＡ≦ＧＡＳとすると、グローバルアドレスＧＡのデー
タを格納するディスクの番号は、 Ｄｎ＝ＧＡ％ＤＳ であり、上記データの格納されるローカルアドレスＬＡ
は、 ＬＡ＝（（ＧＡ／（ＤＳ＊（ＤＳ−１）＊Ｒｎ））＊
（（ＤＳ−１）＊Ｒｎ＋Ｒｎ））＋（（ＧＡ％（ＤＳ＊
（ＤＳ−１）＊Ｒｎ））／ＤＳ） である。
値、ＧＡｓ＝ＧＡ０＋ＤＳ−２とし、ＧＡを、ＧＡ０≦
ＧＡ≦ＧＡＳとすると、グローバルアドレスＧＡのデー
タを格納するディスクの番号は、 Ｄｎ＝ＧＡ％ＤＳ であり、上記データの格納されるローカルアドレスＬＡ
は、 ＬＡ＝（（ＧＡ／（ＤＳ＊（ＤＳ−１）＊Ｒｎ））＊
（（ＤＳ−１）＊Ｒｎ＋Ｒｎ））＋（（ＧＡ％（ＤＳ＊
（ＤＳ−１）＊Ｒｎ））／ＤＳ） である。
【００１３】また、上記データが関連するパリティデー
タを格納するディスク番号ＰＤｎは、 ＰＤｎ＝（ＤＳ−１）−（（（（（ＬＡ％（（ＤＳ−
１）＊Ｒｎ＋Ｒｎ））％（ＤＳ−１））％ＤＳ）＊ＤＳ
＋Ｄｎ）／（ＤＳ−１） であり、格納するパリティデータのアドレスＰＬＡは、 ＰＬＡ＝（（ＬＡ％（（ＤＳ−１）＊Ｒｎ＋Ｒｎ））／
（ＤＳ−１））＋（（ＬＡ／（（ＤＳ−１）＊Ｒｎ＋Ｒ
ｎ））＊（（ＤＳ−１）＊Ｒｎ＋Ｒｎ））＋（（ＤＳ−
１）＊Ｒｎ） である。
タを格納するディスク番号ＰＤｎは、 ＰＤｎ＝（ＤＳ−１）−（（（（（ＬＡ％（（ＤＳ−
１）＊Ｒｎ＋Ｒｎ））％（ＤＳ−１））％ＤＳ）＊ＤＳ
＋Ｄｎ）／（ＤＳ−１） であり、格納するパリティデータのアドレスＰＬＡは、 ＰＬＡ＝（（ＬＡ％（（ＤＳ−１）＊Ｒｎ＋Ｒｎ））／
（ＤＳ−１））＋（（ＬＡ／（（ＤＳ−１）＊Ｒｎ＋Ｒ
ｎ））＊（（ＤＳ−１）＊Ｒｎ＋Ｒｎ））＋（（ＤＳ−
１）＊Ｒｎ） である。
【００１４】以上のような方法で、グローバルアドレス
ＧＡ０〜ＧＡｓのデータＤＡＴＡGA0 〜ＤＡＴＡGAs を
排他的論理和をとってパリティデータを生成し、ディス
ク番号ＰＤｎのパリティアドレス番号ＰＬＡに格納す
る。図３及び図４は、ハードウェア構成上でのリード及
びライト動作略図を示している。
ＧＡ０〜ＧＡｓのデータＤＡＴＡGA0 〜ＤＡＴＡGAs を
排他的論理和をとってパリティデータを生成し、ディス
ク番号ＰＤｎのパリティアドレス番号ＰＬＡに格納す
る。図３及び図４は、ハードウェア構成上でのリード及
びライト動作略図を示している。
【００１５】リード動作は、図３に示すように、ホス
トコンピュータがグローバルアドレス及びブロックサイ
ズをホストサイドマネージャ（図１のマネージャトラム
に相当）に指定し、ホストサイドマネージャは同様の
メッセージをディスクサイドマネージャ（図１のデータ
トラムに相当）に送る。ディスクサイドマネージャは
グローバルアドレスをローカルアドレスに変換し、ブロ
ックサイズを自ディスク分のブロックサイズに変換し
て、リードコマンドを送信する。そして、ディスク
サイドマネージャは、ディスクからのデータを受信し、
これをホストサイドマネージャに送信し、ホストサ
イドマネージャはこれをホストコンピュータに送信す
る。
トコンピュータがグローバルアドレス及びブロックサイ
ズをホストサイドマネージャ（図１のマネージャトラム
に相当）に指定し、ホストサイドマネージャは同様の
メッセージをディスクサイドマネージャ（図１のデータ
トラムに相当）に送る。ディスクサイドマネージャは
グローバルアドレスをローカルアドレスに変換し、ブロ
ックサイズを自ディスク分のブロックサイズに変換し
て、リードコマンドを送信する。そして、ディスク
サイドマネージャは、ディスクからのデータを受信し、
これをホストサイドマネージャに送信し、ホストサ
イドマネージャはこれをホストコンピュータに送信す
る。
【００１６】ライト動作は、図４に示すように、ホス
トコンピュータがグローバルアドレス及びブロックサイ
ズをホストサイドマネージャに指定し、ホストサイド
マネージャは同様のメッセージをディスクサイドマネー
ジャに送る。ディスクサイドマネージャではそのデー
タを受信して、パリティデータを格納するディスク番号
ＰＤｎを求める。これと同時に、ホストサイドマネージ
ャはデータを受信し、これをディスクサイドマネージ
ャに送信する。
トコンピュータがグローバルアドレス及びブロックサイ
ズをホストサイドマネージャに指定し、ホストサイド
マネージャは同様のメッセージをディスクサイドマネー
ジャに送る。ディスクサイドマネージャではそのデー
タを受信して、パリティデータを格納するディスク番号
ＰＤｎを求める。これと同時に、ホストサイドマネージ
ャはデータを受信し、これをディスクサイドマネージ
ャに送信する。
【００１７】ディスクサイドマネージャは、ディスク
にライトコマンドを送信すると同時に、パリティデータ
を別の対応ディスクサイドマネージャに送信し、次い
でディスクにデータ送信している間、同時に他方の対応
ディスクサイドマネージャでは、送られたデータからパ
リティデータのアドレスＰＬＡを求め、排他的論理和
をとってパリティデータを生成し、ディスクにライト
コマンドを送信して、データ送信を行う。
にライトコマンドを送信すると同時に、パリティデータ
を別の対応ディスクサイドマネージャに送信し、次い
でディスクにデータ送信している間、同時に他方の対応
ディスクサイドマネージャでは、送られたデータからパ
リティデータのアドレスＰＬＡを求め、排他的論理和
をとってパリティデータを生成し、ディスクにライト
コマンドを送信して、データ送信を行う。
【００１８】図５及び図６は、上述のリード及びライト
動作をタスク間のメッセージ・フローで示したものであ
る。具体的に各タスクとタスク内のリード／ライトのフ
ロー説明すれば、次のようになる。ＨＯＳＴ ＭＡＩＮ
は、ホストコンピュータとのインターフェースを司り、
ホストコンピュータからのコマンド命令を処理する。Ｈ
ＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲは、ＨＯＳＴ ＭＡＩＮ
からのリード／ライトメッセージに対して各ディスクサ
イドのＤＩＳＫ ＭＡＩＮにリード／ライトメッセージ
送信や、データの集配・分配を行う。ＨＯＳＴ ＷＲＩ
ＴＥＲは、ライト時において全ＤＩＳＫ ＭＡＩＮより
ｓｅｎｄ ｆｌｕｓｈメッセージを受信した後、全ＤＩ
ＳＫ ＭＡＩＮにデータ書込みＯＫのｆｌｕｓｈメツセ
ージを送信する。ＤＩＳＫ ＭＡＩＮはデータ処理タス
ク、ＤＩＳＫ ＰＡＲＩＴＹはパリティデータ生成タス
ク、ＤＩＳＫ ＳＣＳＩは、ディスクとのインターフェ
ースを司るタスクである。
動作をタスク間のメッセージ・フローで示したものであ
る。具体的に各タスクとタスク内のリード／ライトのフ
ロー説明すれば、次のようになる。ＨＯＳＴ ＭＡＩＮ
は、ホストコンピュータとのインターフェースを司り、
ホストコンピュータからのコマンド命令を処理する。Ｈ
ＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲは、ＨＯＳＴ ＭＡＩＮ
からのリード／ライトメッセージに対して各ディスクサ
イドのＤＩＳＫ ＭＡＩＮにリード／ライトメッセージ
送信や、データの集配・分配を行う。ＨＯＳＴ ＷＲＩ
ＴＥＲは、ライト時において全ＤＩＳＫ ＭＡＩＮより
ｓｅｎｄ ｆｌｕｓｈメッセージを受信した後、全ＤＩ
ＳＫ ＭＡＩＮにデータ書込みＯＫのｆｌｕｓｈメツセ
ージを送信する。ＤＩＳＫ ＭＡＩＮはデータ処理タス
ク、ＤＩＳＫ ＰＡＲＩＴＹはパリティデータ生成タス
ク、ＤＩＳＫ ＳＣＳＩは、ディスクとのインターフェ
ースを司るタスクである。
【００１９】ＨＯＳＴ ＭＡＩＮのｗｒｉｔｅ動作フロ
ーは、次のようになる。 １．ホストコンピュータからのｗｒｉｔｅコマンド解
析。 ２．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲにｗｒｉｔｅコマ
ンドの内容をｗｒｉｔｅメツセージとして送信。 ３．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからの受信可能デ
ータブロックサイズ（ｒｅｑｕｅｓｔ ｄａｔａメッセ
ージ）待ち。 ４．上記メッセージ受信後、ホストコンピュータからデ
ータ受信。 ５．１ブロックデータ受信毎にＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥ
ＩＶＥＲにｓｔｏｒｅメッセージとして送信。 ６．受信可能データブロック分データ受信後、ホストコ
ンピュータから全データブロック受信完了であれば、ス
テップ７に、そうでなければステップ３に戻る。 ７．ｗｒｉｔｅコマンド処理終了。
ーは、次のようになる。 １．ホストコンピュータからのｗｒｉｔｅコマンド解
析。 ２．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲにｗｒｉｔｅコマ
ンドの内容をｗｒｉｔｅメツセージとして送信。 ３．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからの受信可能デ
ータブロックサイズ（ｒｅｑｕｅｓｔ ｄａｔａメッセ
ージ）待ち。 ４．上記メッセージ受信後、ホストコンピュータからデ
ータ受信。 ５．１ブロックデータ受信毎にＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥ
ＩＶＥＲにｓｔｏｒｅメッセージとして送信。 ６．受信可能データブロック分データ受信後、ホストコ
ンピュータから全データブロック受信完了であれば、ス
テップ７に、そうでなければステップ３に戻る。 ７．ｗｒｉｔｅコマンド処理終了。
【００２０】ＨＯＳＴ ＭＡＩＮのｒｅａｄ動作フロー
は、次のようになる。 １．ホストコンピュータからのｒｅａｄコマンド解析。 ２．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲにｒｅａｄコマン
ドの内容をｒｅａｄメツセージとして送信。 ３．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからの１ブロック
データメッセージ（ｓｅｎｄ ｈｏｓｔメッセージ）待
ち。 ４．上記メッセージ受信後、ホストコンピュータにデー
タ送信。 ５．全データ送信であれば、ステップ６に、そうでなけ
ればステップ３に戻る。 ６．ｒｅａｄコマンド処理終了。
は、次のようになる。 １．ホストコンピュータからのｒｅａｄコマンド解析。 ２．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲにｒｅａｄコマン
ドの内容をｒｅａｄメツセージとして送信。 ３．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからの１ブロック
データメッセージ（ｓｅｎｄ ｈｏｓｔメッセージ）待
ち。 ４．上記メッセージ受信後、ホストコンピュータにデー
タ送信。 ５．全データ送信であれば、ステップ６に、そうでなけ
ればステップ３に戻る。 ６．ｒｅａｄコマンド処理終了。
【００２１】ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲのｗｒｉ
ｔｅ動作フローは、次のようになる。 １．ＨＯＳＴ ＭＡＩＮからのｗｒｉｔｅメツセージの
内容を解析。 ２．各ディスクサイドのＤＩＳＫ ＭＡＩＮにｗｒｉｔ
ｅメツセージと同じ内容をｄｏ ｗｒｉｔｅメツセージ
として送信。 ３．データ受信可能ブロックサイズ算出後、ｒｅｑｕｅ
ｓｔ ｄａｔａメツセージとしてＨＯＳＴ ＭＡＩＮに
送信。 ４．終了。
ｔｅ動作フローは、次のようになる。 １．ＨＯＳＴ ＭＡＩＮからのｗｒｉｔｅメツセージの
内容を解析。 ２．各ディスクサイドのＤＩＳＫ ＭＡＩＮにｗｒｉｔ
ｅメツセージと同じ内容をｄｏ ｗｒｉｔｅメツセージ
として送信。 ３．データ受信可能ブロックサイズ算出後、ｒｅｑｕｅ
ｓｔ ｄａｔａメツセージとしてＨＯＳＴ ＭＡＩＮに
送信。 ４．終了。
【００２２】ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲのｓｔｏ
ｒｅ動作フローは、次のようになる。 １．ＨＯＳＴ ＭＡＩＮからのｓｔｏｒｅメツセージの
データを格納するディスクに該当するＤＩＳＫ ＭＡＩ
Ｎからｓｅｎｄメッセージを受け取っていれば、ｓｔｏ
ｒｅメッセージとしてそのＤＩＳＫ ＭＡＩＮに送信。
受け取っていなければ、保存。 ２．終了。
ｒｅ動作フローは、次のようになる。 １．ＨＯＳＴ ＭＡＩＮからのｓｔｏｒｅメツセージの
データを格納するディスクに該当するＤＩＳＫ ＭＡＩ
Ｎからｓｅｎｄメッセージを受け取っていれば、ｓｔｏ
ｒｅメッセージとしてそのＤＩＳＫ ＭＡＩＮに送信。
受け取っていなければ、保存。 ２．終了。
【００２３】ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲのｓｅｎ
ｄ動作フローは、次のようになる。 １．ｓｅｎｄメッセージを送信したＤＩＳＫ ＭＡＩＮ
に該当するデータが保存されていれば、そのデータをｓ
ｔｏｒｅメッセージとしてまとめて、そのＤＩＳＫ Ｍ
ＡＩＮに送信。 ２．終了。
ｄ動作フローは、次のようになる。 １．ｓｅｎｄメッセージを送信したＤＩＳＫ ＭＡＩＮ
に該当するデータが保存されていれば、そのデータをｓ
ｔｏｒｅメッセージとしてまとめて、そのＤＩＳＫ Ｍ
ＡＩＮに送信。 ２．終了。
【００２４】ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲのｒｅａ
ｄ動作フローは、次のようになる。 １．ＨＯＳＴ ＭＡＩＮからのｒｅａｄメツセージの内
容を解析。 ２．各ディスクサイドのＤＩＳＫ ＭＡＩＮにｒｅａｄ
メツセージと同じ内容をｄｏ ｒｅａｄメツセージとし
て送信。 ３．ＤＩＳＫ ＭＡＩＮから１ブロックデータのｓｅｎ
ｄ ｈｏｓｔメッセージ待ち。 ４．上記メッセージ受信後、ＨＯＳＴ ＭＡＩＮに送信
できるデータであれば、ｓｅｎｄ ｈｏｓｔメッセージ
として送信。そうでなければ、保存。 ５．ＨＯＳＴ ＭＡＩＮに送信したデータを格納するデ
ィスクサイドのＤＩＳＫＭＡＩＮにまだデータを要求す
る必要があれば、そのＤＩＳＫ ＭＡＩＮに１ブロック
データ要求のｓｅｎｄ ｄａｔａメッセージ送信。 ６．全データをＨＯＳＴ ＭＡＩＮに送信完了で終了。
そうでなければステップ７に。 ７．次にＨＯＳＴ ＭＡＩＮに送るべきデータが保存さ
れていれば、これを送信してステップ５に移る。保存さ
れていなければ、ステップ４に戻る。
ｄ動作フローは、次のようになる。 １．ＨＯＳＴ ＭＡＩＮからのｒｅａｄメツセージの内
容を解析。 ２．各ディスクサイドのＤＩＳＫ ＭＡＩＮにｒｅａｄ
メツセージと同じ内容をｄｏ ｒｅａｄメツセージとし
て送信。 ３．ＤＩＳＫ ＭＡＩＮから１ブロックデータのｓｅｎ
ｄ ｈｏｓｔメッセージ待ち。 ４．上記メッセージ受信後、ＨＯＳＴ ＭＡＩＮに送信
できるデータであれば、ｓｅｎｄ ｈｏｓｔメッセージ
として送信。そうでなければ、保存。 ５．ＨＯＳＴ ＭＡＩＮに送信したデータを格納するデ
ィスクサイドのＤＩＳＫＭＡＩＮにまだデータを要求す
る必要があれば、そのＤＩＳＫ ＭＡＩＮに１ブロック
データ要求のｓｅｎｄ ｄａｔａメッセージ送信。 ６．全データをＨＯＳＴ ＭＡＩＮに送信完了で終了。
そうでなければステップ７に。 ７．次にＨＯＳＴ ＭＡＩＮに送るべきデータが保存さ
れていれば、これを送信してステップ５に移る。保存さ
れていなければ、ステップ４に戻る。
【００２５】ＤＩＳＫ ＭＡＩＮのｄｏ ｗｒｉｔｅ動
作フローは次のようになる。 １．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲにデータ要求のｓ
ｅｎｄメッセージ送信。 ２．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからのｄｏ ｗｒ
ｉｔｅメッセージ解析。 ３．パリティデータ生成の為のデータ読み込みが必要な
場合、ＤＩＳＫ ＳＣＳＩにｒｅａｄ ｆｏｒ ｗｒｉ
ｔｅメッセージを送信。必要でない場合、ＨＯＳＴ Ｗ
ＲＩＴＥＲにｓｅｎｄ ｆｌｕｓｈメッセージ送信。 ４．終了。
作フローは次のようになる。 １．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲにデータ要求のｓ
ｅｎｄメッセージ送信。 ２．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからのｄｏ ｗｒ
ｉｔｅメッセージ解析。 ３．パリティデータ生成の為のデータ読み込みが必要な
場合、ＤＩＳＫ ＳＣＳＩにｒｅａｄ ｆｏｒ ｗｒｉ
ｔｅメッセージを送信。必要でない場合、ＨＯＳＴ Ｗ
ＲＩＴＥＲにｓｅｎｄ ｆｌｕｓｈメッセージ送信。 ４．終了。
【００２６】ＤＩＳＫ ＭＡＩＮのｓｔｏｒｅ動作フロ
ーは次のようになる。 １．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからのｓｅｎｄメ
ッセージ解析。ホストコンピュータからのグローバルア
ドレスを自ディスクのローカルアドレスに変換。 ２．ｓｔｏｒｅメッセージのデータのパリティを司るＤ
ＩＳＫ ＰＡＲＩＴＹにｓｔｏｒｅメッセージのデータ
をｍａｋｅ ｐａｒｉｔｙメッセージとして送信。 ３．ＨＯＳＴ ＷＲＩＴＥＲからｆｌｕｓｈメッセージ
を受信していれば、ＤＩＳＫ ＳＣＳＩにｓｔｏｒｅメ
ッセージのデータをｗｒｉｔｅメッセージとして送信。
そうでなければ保存。 ４．終了。
ーは次のようになる。 １．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからのｓｅｎｄメ
ッセージ解析。ホストコンピュータからのグローバルア
ドレスを自ディスクのローカルアドレスに変換。 ２．ｓｔｏｒｅメッセージのデータのパリティを司るＤ
ＩＳＫ ＰＡＲＩＴＹにｓｔｏｒｅメッセージのデータ
をｍａｋｅ ｐａｒｉｔｙメッセージとして送信。 ３．ＨＯＳＴ ＷＲＩＴＥＲからｆｌｕｓｈメッセージ
を受信していれば、ＤＩＳＫ ＳＣＳＩにｓｔｏｒｅメ
ッセージのデータをｗｒｉｔｅメッセージとして送信。
そうでなければ保存。 ４．終了。
【００２７】ＤＩＳＫ ＭＡＩＮのｄｏ ｒｅｐｌｙ
ｏｆ ｒｅａｄ ｆｏｒ ｗｒｉｔｅ動作フローは次の
ようになる。 １．受信したｄｏ ｒｅｐｌｙ ｏｆ ｒｅａｄ ｆｏ
ｒ ｗｒｉｔｅメッセージのデータのパリティを司るＤ
ＩＳＫ ＰＡＲＩＴＹ にｍａｋｅ ｐａｒｉｔｙメッ
セージに変換して送信。 ２．パリティ生成のためのデータ読み込みが終了した場
合、ＨＯＳＴ ＷＲＩＴＥＲにｓｅｎｄ ｆｌｕｓｈメ
ツセージ送信。 ３．終了。
ｏｆ ｒｅａｄ ｆｏｒ ｗｒｉｔｅ動作フローは次の
ようになる。 １．受信したｄｏ ｒｅｐｌｙ ｏｆ ｒｅａｄ ｆｏ
ｒ ｗｒｉｔｅメッセージのデータのパリティを司るＤ
ＩＳＫ ＰＡＲＩＴＹ にｍａｋｅ ｐａｒｉｔｙメッ
セージに変換して送信。 ２．パリティ生成のためのデータ読み込みが終了した場
合、ＨＯＳＴ ＷＲＩＴＥＲにｓｅｎｄ ｆｌｕｓｈメ
ツセージ送信。 ３．終了。
【００２８】ＤＩＳＫ ＭＡＩＮのｆｌｕｓｈ動作は、
保存してある書込みデータがあれば、ＤＩＳＫ ＳＣＳ
Ｉにｗｒｉｔｅメッセージとして送信する。ＤＩＳＫ
ＭＡＩＮのｄｏ ｒｅａｄ動作フローは次のようにな
る。 １．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからのｄｏ ｒｅ
ａｄメッセージ解析。 ２．ＤＩＳＫ ＳＣＳＩにｒｅａｄメッセージ送信。 ３．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからのデータ要求
フラグセット。 ４．終了。
保存してある書込みデータがあれば、ＤＩＳＫ ＳＣＳ
Ｉにｗｒｉｔｅメッセージとして送信する。ＤＩＳＫ
ＭＡＩＮのｄｏ ｒｅａｄ動作フローは次のようにな
る。 １．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからのｄｏ ｒｅ
ａｄメッセージ解析。 ２．ＤＩＳＫ ＳＣＳＩにｒｅａｄメッセージ送信。 ３．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからのデータ要求
フラグセット。 ４．終了。
【００２９】ＤＩＳＫ ＭＡＩＮのｄｏ ｒｅｐｌｙ
ｏｆ ｒｅａｄ動作フローは次のようになる。 １．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからのデータ要求
フラグがセットされていれば、１ブロックデータをｓｅ
ｎｄ ｈｏｓｔメッセージとしてＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣ
ＥＩＶＥＲに送信してデータ要求フラグをリセット。デ
ータ要求フラグがセットされていなければ、保存。 ２．終了。
ｏｆ ｒｅａｄ動作フローは次のようになる。 １．ＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣＥＩＶＥＲからのデータ要求
フラグがセットされていれば、１ブロックデータをｓｅ
ｎｄ ｈｏｓｔメッセージとしてＨＯＳＴ ＴＲＡＮＣ
ＥＩＶＥＲに送信してデータ要求フラグをリセット。デ
ータ要求フラグがセットされていなければ、保存。 ２．終了。
【００３０】ＤＩＳＫ ＭＡＩＮのｓｅｎｄ ｄａｔａ
動作フローは次のようになる。 １．保存されているデータがあれば、ｓｅｎｄ ｈｏｓ
ｔメッセージとして送信。なければデータ要求フラグを
セット。 ２．終了。
動作フローは次のようになる。 １．保存されているデータがあれば、ｓｅｎｄ ｈｏｓ
ｔメッセージとして送信。なければデータ要求フラグを
セット。 ２．終了。
【００３１】ＤＩＳＫ ＰＡＲＩＴＹ のｍａｋｅ ｐ
ａｒｉｔｙ動作フローは次のようになる。 １．ｍａｋｅ ｐａｒｉｔｙメッセージを解析。 ２．該当するデータが保存されていなければ、保存して
終了。保存されていれば、ステップ３に移る。 ３．保存データとｍａｋｅ ｐａｒｉｔｙメッセージの
データの排他的論理和計算を行う。 ４．パリティデータ生成完了であれば、ＤＩＳＫ ＳＣ
ＳＩにｗｒｉｔｅメッセージとして送信。そうでなけれ
ば保存。 ５．終了。
ａｒｉｔｙ動作フローは次のようになる。 １．ｍａｋｅ ｐａｒｉｔｙメッセージを解析。 ２．該当するデータが保存されていなければ、保存して
終了。保存されていれば、ステップ３に移る。 ３．保存データとｍａｋｅ ｐａｒｉｔｙメッセージの
データの排他的論理和計算を行う。 ４．パリティデータ生成完了であれば、ＤＩＳＫ ＳＣ
ＳＩにｗｒｉｔｅメッセージとして送信。そうでなけれ
ば保存。 ５．終了。
【００３２】この実施例によると、パリティ情報を分散
させることによりパリティ情報書換えの負担が全てのデ
ィスク装置について等しくなり、これにより、 （１）ホストコンピュータからのディスクアレイ装置に
対するデータのリード／ライト動作において、特に大量
データを扱う場合に、従来方式より効率が向上する。 （２）取扱いの異なる通常データとパリティデータの書
込み処理を独立してプログラム記述することができるた
め、夫々の書込み方式が区別可能で且つ、プログラムを
簡潔に作成することができる。
させることによりパリティ情報書換えの負担が全てのデ
ィスク装置について等しくなり、これにより、 （１）ホストコンピュータからのディスクアレイ装置に
対するデータのリード／ライト動作において、特に大量
データを扱う場合に、従来方式より効率が向上する。 （２）取扱いの異なる通常データとパリティデータの書
込み処理を独立してプログラム記述することができるた
め、夫々の書込み方式が区別可能で且つ、プログラムを
簡潔に作成することができる。
【００３３】より具体的に上記（１）の効果を、図７を
参照して説明する。図７は、具体的に５台のディスク装
置の場合に、それぞれの同じセクタアドレスにパリティ
情報を記憶した実施例と、それぞれの順次異なるセクタ
アドレスにパリテイ情報を記憶した従来例を示してい
る。いまホストコンピュータからデータ０〜１９までの
読み出し要求があったとする。従来方式の場合ディスク
ＨＤＤ１，ＨＤＤ２，ＨＤＤ３では、データ部分の間に
パリティデータが挟まる。この場合、リード動作として
は次のような方式が考えられる。
参照して説明する。図７は、具体的に５台のディスク装
置の場合に、それぞれの同じセクタアドレスにパリティ
情報を記憶した実施例と、それぞれの順次異なるセクタ
アドレスにパリテイ情報を記憶した従来例を示してい
る。いまホストコンピュータからデータ０〜１９までの
読み出し要求があったとする。従来方式の場合ディスク
ＨＤＤ１，ＨＤＤ２，ＨＤＤ３では、データ部分の間に
パリティデータが挟まる。この場合、リード動作として
は次のような方式が考えられる。
【００３４】（ａ）パリティデータを一緒に読み込んで
１回のリード動作で済ませる。例えば、ＨＤＤ１に対し
ては、論理アドレス０から５ブロックのリードを一緒に
行う。 （ｂ）データ部分だけを読む。従ってリード動作は２回
となる。例えばＨＤＤ１に対しては、論理アドレス０か
ら３ブロック、論理アドレス４から１ブロックの２回の
リード動作となる。
１回のリード動作で済ませる。例えば、ＨＤＤ１に対し
ては、論理アドレス０から５ブロックのリードを一緒に
行う。 （ｂ）データ部分だけを読む。従ってリード動作は２回
となる。例えばＨＤＤ１に対しては、論理アドレス０か
ら３ブロック、論理アドレス４から１ブロックの２回の
リード動作となる。
【００３５】これに対して、図７の実施例のパリティデ
ータ格納法では、同じようなデータ読み出し要求があっ
た場合、データ部分にパリティデータが挟まることはな
い。従って上記（ａ）に比べて、パリティデータを読む
時間が省ける。（ｂ）に対しては、リードの動作回数が
１／２となるため、効率がよい。
ータ格納法では、同じようなデータ読み出し要求があっ
た場合、データ部分にパリティデータが挟まることはな
い。従って上記（ａ）に比べて、パリティデータを読む
時間が省ける。（ｂ）に対しては、リードの動作回数が
１／２となるため、効率がよい。
【００３６】次に上記（２）の効果について補足すれ
ば、データとパリティデータの書込み処理を独立させて
プログラム記述すると、プログラム仕様の変更が容易で
ある。また、データとパリティデータの書込み処理を独
立させると、例えばデータの書込みの場合はライトスル
ー方式、パリティデータ書込みの場合はライトバック方
式といった区別が可能になる。このときパリティデータ
が連続するアドレスに格納されていれば、従来方式に比
べてパリティデータ書込みの動作回数が減り、効率向上
が可能になる。
ば、データとパリティデータの書込み処理を独立させて
プログラム記述すると、プログラム仕様の変更が容易で
ある。また、データとパリティデータの書込み処理を独
立させると、例えばデータの書込みの場合はライトスル
ー方式、パリティデータ書込みの場合はライトバック方
式といった区別が可能になる。このときパリティデータ
が連続するアドレスに格納されていれば、従来方式に比
べてパリティデータ書込みの動作回数が減り、効率向上
が可能になる。
【００３７】本発明は上記実施例に限られない。図８
（ａ）〜（ｃ）は他の実施例のパリティ情報格納法を示
している。図中斜線部がパリティ情報格納部である。図
８（ａ）は、一つのディスク装置に着目するとパリティ
情報を複数のセクタアドレスに分散させて格納するが、
ディスク装置相互間で見ると全て同じセクタアドレスに
パリティ情報を格納したものである。図８（ｂ）は、図
８（ａ）の方式を拡張したもので、ディスク装置内でパ
リティ情報格納部を隣接する複数のセクタアドレスに割
り当てたものである。図８（ｃ）は更に、各ディスク装
置の一箇所、例えばセクタアドレスの最後端部にパリテ
ィ情報格納部をまとめて配置したものである。
（ａ）〜（ｃ）は他の実施例のパリティ情報格納法を示
している。図中斜線部がパリティ情報格納部である。図
８（ａ）は、一つのディスク装置に着目するとパリティ
情報を複数のセクタアドレスに分散させて格納するが、
ディスク装置相互間で見ると全て同じセクタアドレスに
パリティ情報を格納したものである。図８（ｂ）は、図
８（ａ）の方式を拡張したもので、ディスク装置内でパ
リティ情報格納部を隣接する複数のセクタアドレスに割
り当てたものである。図８（ｃ）は更に、各ディスク装
置の一箇所、例えばセクタアドレスの最後端部にパリテ
ィ情報格納部をまとめて配置したものである。
【００３８】
【発明の効果】以上述べたように本発明によれば、パリ
ティ情報を複数台のディスクの同じセクタアドレスに記
憶することによって、特に１度に読み出すデータ量が大
きい場合に効率的な読み出しが可能になり、またプログ
ラム作成も容易になる。
ティ情報を複数台のディスクの同じセクタアドレスに記
憶することによって、特に１度に読み出すデータ量が大
きい場合に効率的な読み出しが可能になり、またプログ
ラム作成も容易になる。
【図１】 本発明の一実施例のディスクアレイ装置の構
成を示す。
成を示す。
【図２】 同実施例のデータ及びパリティ情報格納法を
示す。
示す。
【図３】 同実施例のハードウェア上でのリード動作を
示す。
示す。
【図４】 同実施例のハードウェア上でのライト動作を
示す。
示す。
【図５】 同実施例のソフトウェア上でのリード動作を
示す。
示す。
【図６】 同実施例のソフトウェア上でのライト動作を
示す。
示す。
【図７】 実施例と従来例のパリテイ情報格納法を比較
して示す。
して示す。
【図８】 他の実施例のパリティ情報格納法を示す。
ＨＤＤ０〜ＨＤＤｎ…ディスク装置、ＤＴ０〜ＤＴｎ…
データトラム、ＭＴ…マネージャトラム。
データトラム、ＭＴ…マネージャトラム。
Claims (1)
- 【請求項１】 複数台のディスク装置にデータを分散し
て格納すると共に、エラー訂正用のパリティ情報を前記
複数台のディスク装置に分散して格納するディスクアレ
イ装置において、 前記パリティ情報を前記複数台のディスク装置の同じセ
クタアドレスに格納することを特徴とするディスクアレ
イ装置のパリティ情報格納方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6334185A JPH08171462A (ja) | 1994-12-16 | 1994-12-16 | ディスクアレイ装置のパリティ情報格納方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6334185A JPH08171462A (ja) | 1994-12-16 | 1994-12-16 | ディスクアレイ装置のパリティ情報格納方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH08171462A true JPH08171462A (ja) | 1996-07-02 |
Family
ID=18274494
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6334185A Pending JPH08171462A (ja) | 1994-12-16 | 1994-12-16 | ディスクアレイ装置のパリティ情報格納方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH08171462A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7197617B2 (en) | 2003-05-29 | 2007-03-27 | International Business Machines Corporation | Process, apparatus, and system for storing data check information using standard sector data field sizes |
-
1994
- 1994-12-16 JP JP6334185A patent/JPH08171462A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7197617B2 (en) | 2003-05-29 | 2007-03-27 | International Business Machines Corporation | Process, apparatus, and system for storing data check information using standard sector data field sizes |
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