JPH0863394A - 記憶装置システムおよび記憶装置の制御方法 - Google Patents
記憶装置システムおよび記憶装置の制御方法Info
- Publication number
- JPH0863394A JPH0863394A JP6193966A JP19396694A JPH0863394A JP H0863394 A JPH0863394 A JP H0863394A JP 6193966 A JP6193966 A JP 6193966A JP 19396694 A JP19396694 A JP 19396694A JP H0863394 A JPH0863394 A JP H0863394A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- record
- storage area
- parity
- storage
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0804—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches with main memory updating
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
- G11B20/1833—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs by adding special lists or symbols to the coded information
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0866—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches for peripheral storage systems, e.g. disk cache
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F2003/0697—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers device management, e.g. handlers, drivers, I/O schedulers
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F2211/00—Indexing scheme relating to details of data-processing equipment not covered by groups G06F3/00 - G06F13/00
- G06F2211/10—Indexing scheme relating to G06F11/10
- G06F2211/1002—Indexing scheme relating to G06F11/1076
- G06F2211/1009—Cache, i.e. caches used in RAID system with parity
-
- Y—GENERAL TAGGING OF NEW TECHNOLOGICAL DEVELOPMENTS; GENERAL TAGGING OF CROSS-SECTIONAL TECHNOLOGIES SPANNING OVER SEVERAL SECTIONS OF THE IPC; TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC
- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10S707/00—Data processing: database and file management or data structures
- Y10S707/99951—File or database maintenance
- Y10S707/99952—Coherency, e.g. same view to multiple users
- Y10S707/99953—Recoverability
Abstract
(57)【要約】
【目的】 ディスクアレイにおいて、パリティの更新値
を作成するのに必要な情報を読出す回数、パリティをデ
ィスク装置に書き込む回数を削減する。 【構成】 パリティ生成スケジュール部１００は、パリ
ティ生成することにしたパリティグループ１６００内に
空いているデータレコード１５００があれば、他のパリ
ティグループ１６００のパリティ生成の必要なデータレ
コード１５００に割り当てている論理レコード１７００
を、空いているデータレコード１５００に割当てなお
す。この後、最初パリティ生成することにしたパリティ
グループ１６００のパリティレコード１５０１の更新値
を作成し、ディスク装置１３０４に書き込む。
を作成するのに必要な情報を読出す回数、パリティをデ
ィスク装置に書き込む回数を削減する。 【構成】 パリティ生成スケジュール部１００は、パリ
ティ生成することにしたパリティグループ１６００内に
空いているデータレコード１５００があれば、他のパリ
ティグループ１６００のパリティ生成の必要なデータレ
コード１５００に割り当てている論理レコード１７００
を、空いているデータレコード１５００に割当てなお
す。この後、最初パリティ生成することにしたパリティ
グループ１６００のパリティレコード１５０１の更新値
を作成し、ディスク装置１３０４に書き込む。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、計算機システムに用い
られる記憶装置、特に、ディスクアレイ向きの高機能デ
ィスク装置、および、ディスクアレイ向きの高機能ディ
スク装置と制御装置により構成される記憶装置サブシス
テムに関する。
られる記憶装置、特に、ディスクアレイ向きの高機能デ
ィスク装置、および、ディスクアレイ向きの高機能ディ
スク装置と制御装置により構成される記憶装置サブシス
テムに関する。
【０００２】
【従来の技術】計算機システムにおいて用いられる記憶
装置として、Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ等の論文、「ア ケー
ス フォー リダンダント アレイズ オブ インイク
スペンシブ ディスクス」，エー．シー．エム．シグモ
ッド コンファレンス プロシーディング，1988年，6月,
ページ１０９−１１６（D.Patterson, et al.:A Case f
or Redundant Arrays of Inexpensive Disks(RAID),ACM
SIGMOD conference proceeding,Chicago,IL,June1-3,1
988,pp.109-116）に開示されているようなディスクアレ
イが知られている。Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ等の論文には、
特に、ディスクアレイ上でのデータ配置に関する技術が
開示されている。
装置として、Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ等の論文、「ア ケー
ス フォー リダンダント アレイズ オブ インイク
スペンシブ ディスクス」，エー．シー．エム．シグモ
ッド コンファレンス プロシーディング，1988年，6月,
ページ１０９−１１６（D.Patterson, et al.:A Case f
or Redundant Arrays of Inexpensive Disks(RAID),ACM
SIGMOD conference proceeding,Chicago,IL,June1-3,1
988,pp.109-116）に開示されているようなディスクアレ
イが知られている。Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ等の論文には、
特に、ディスクアレイ上でのデータ配置に関する技術が
開示されている。
【０００３】ディスクアレイは、ディスクシステムの高
性能化、高信頼化を実現するために開発された機構であ
る。ディスクアレイでは、物理的に複数のディスク装置
を用い、これら複数のディスク装置を処理装置に対して
は１台のディスク装置に見せかけることで高性能化を図
っている。一方、高信頼化のために、データを格納した
ディスク装置の一部に障害が発生した場合、障害が発生
したディスク装置のデータを回復するための冗長データ
を、別のディスク装置に格納しておく。以下の説明で
は、ディスク装置のリード／ライト単位となるデータの
集合をレコードと呼ぶ。レコードの中で、処理装置が直
接読み書きするデータを格納したレコードをデータレコ
ードと呼び、冗長データを格納したレコードをパリティ
レコードと呼ぶ。
性能化、高信頼化を実現するために開発された機構であ
る。ディスクアレイでは、物理的に複数のディスク装置
を用い、これら複数のディスク装置を処理装置に対して
は１台のディスク装置に見せかけることで高性能化を図
っている。一方、高信頼化のために、データを格納した
ディスク装置の一部に障害が発生した場合、障害が発生
したディスク装置のデータを回復するための冗長データ
を、別のディスク装置に格納しておく。以下の説明で
は、ディスク装置のリード／ライト単位となるデータの
集合をレコードと呼ぶ。レコードの中で、処理装置が直
接読み書きするデータを格納したレコードをデータレコ
ードと呼び、冗長データを格納したレコードをパリティ
レコードと呼ぶ。
【０００４】ディスクアレイでは、ｍ個（ｍ≧１）のデ
ータレコードからｎ個（ｎ≧１）のパリティレコードが
作成される。一般に、これらのｍ＋ｎ個のレコードの集
合をパリティグループと呼ぶ。これらのｍ＋ｎ個のレコ
ードは別々のディスク装置に格納される。通常、パリテ
ィグループ内のパリティレコードの数がｎ個であれば、
ｎ台までのディスク装置の障害に対してパリティグルー
プ内のデータを回復することが可能である。
ータレコードからｎ個（ｎ≧１）のパリティレコードが
作成される。一般に、これらのｍ＋ｎ個のレコードの集
合をパリティグループと呼ぶ。これらのｍ＋ｎ個のレコ
ードは別々のディスク装置に格納される。通常、パリテ
ィグループ内のパリティレコードの数がｎ個であれば、
ｎ台までのディスク装置の障害に対してパリティグルー
プ内のデータを回復することが可能である。
【０００５】パリティグループ内のデータレコードが書
き替えられた場合には、これに伴いパリティレコードも
書き替える必要がある。パリティグループ内のすべての
データレコードが書き替えられれば、書き変わったデー
タレコードからパリティレコードの内容を作成できる。
しかし、例えば、パリティグループ内の１つのデータレ
コードだけが書き替えられた場合には、書き変えられた
内容と、そのデータレコードの更新前の値、及びパリテ
ィレコードの更新前の値とから、パリティレコードの更
新値が作成される。
き替えられた場合には、これに伴いパリティレコードも
書き替える必要がある。パリティグループ内のすべての
データレコードが書き替えられれば、書き変わったデー
タレコードからパリティレコードの内容を作成できる。
しかし、例えば、パリティグループ内の１つのデータレ
コードだけが書き替えられた場合には、書き変えられた
内容と、そのデータレコードの更新前の値、及びパリテ
ィレコードの更新前の値とから、パリティレコードの更
新値が作成される。
【０００６】このようなディスクアレイにおけるライト
処理を効率化するための技術として、例えば、ＰＣＴ
ＷＯ ９１／２００２５には、動的マッピングと呼ばれ
る技術が開示されている。この技術では、ライト処理に
よりディスクに格納されているデータを更新する場合、
そのデータを書き込むディスク上の位置が動的に変更さ
れる。具体的には、ライトされたデータだけで、パリテ
ィグループを構成し、これらのデータからパリティデー
タを作成して、ディスクアレイを構成するディスク装置
への書き込みが行なわれる。ただし、以上の処理を実行
するためには、パリティグループ全体を、新たな更新値
の書き込みが可能な状態（このような状態を、本明細書
では、未割当て状態と呼ぶ）にする必要がある。
処理を効率化するための技術として、例えば、ＰＣＴ
ＷＯ ９１／２００２５には、動的マッピングと呼ばれ
る技術が開示されている。この技術では、ライト処理に
よりディスクに格納されているデータを更新する場合、
そのデータを書き込むディスク上の位置が動的に変更さ
れる。具体的には、ライトされたデータだけで、パリテ
ィグループを構成し、これらのデータからパリティデー
タを作成して、ディスクアレイを構成するディスク装置
への書き込みが行なわれる。ただし、以上の処理を実行
するためには、パリティグループ全体を、新たな更新値
の書き込みが可能な状態（このような状態を、本明細書
では、未割当て状態と呼ぶ）にする必要がある。
【０００７】また、電子情報通信学会技術研究報告、Ｄ
Ｅ９３−４５（茂木他：仮想ストライピングによるＲＡ
ＩＤ５型ディスクアレイの性能評価、1993年 9月、信学
会技報Vol.25-No.251、pp.69-75）には、このような動
的マッピングをさらに効率的にした技術が開示されてい
る。本論文により開示される技術では、パリティグルー
プそのもののディスク上の位置を動的に変更するため
に、より効率的にパリティグループ全体を未割当て状態
にすることができる。
Ｅ９３−４５（茂木他：仮想ストライピングによるＲＡ
ＩＤ５型ディスクアレイの性能評価、1993年 9月、信学
会技報Vol.25-No.251、pp.69-75）には、このような動
的マッピングをさらに効率的にした技術が開示されてい
る。本論文により開示される技術では、パリティグルー
プそのもののディスク上の位置を動的に変更するため
に、より効率的にパリティグループ全体を未割当て状態
にすることができる。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】上述した、ＰＣＴ Ｗ
Ｏ ９１／２００２５や茂木の論文に開示される技術で
は、ディスクアレイのライト処理を効率化するため、ラ
イト処理が発生したデータレコードだけでパリティグル
ープを構成し、これらのデータレコードからパリティレ
コードを作成する。したがって、このようにして新たに
作成されたパリティグループのレコードを格納するため
に、ディスク装置に余分なレコードをいくつか用意して
おき、処理装置からみて最新の更新内容を格納していな
い未割当て状態のレコードだけからなるパリティグルー
プを用意しておく必要がある。このため、パリティグル
ープ全体を未割当て状態にするための処理を、処理装置
からのアクセス要求に対する処理とは非同期に実行して
おく必要がある。しかしながら、従来技術におけるこの
ようなパリティグループ全体を未割当て状態にする処理
は、ディスクアレイの性能をわかりにくいものにしてい
る。
Ｏ ９１／２００２５や茂木の論文に開示される技術で
は、ディスクアレイのライト処理を効率化するため、ラ
イト処理が発生したデータレコードだけでパリティグル
ープを構成し、これらのデータレコードからパリティレ
コードを作成する。したがって、このようにして新たに
作成されたパリティグループのレコードを格納するため
に、ディスク装置に余分なレコードをいくつか用意して
おき、処理装置からみて最新の更新内容を格納していな
い未割当て状態のレコードだけからなるパリティグルー
プを用意しておく必要がある。このため、パリティグル
ープ全体を未割当て状態にするための処理を、処理装置
からのアクセス要求に対する処理とは非同期に実行して
おく必要がある。しかしながら、従来技術におけるこの
ようなパリティグループ全体を未割当て状態にする処理
は、ディスクアレイの性能をわかりにくいものにしてい
る。
【０００９】本発明の目的は、上述したような、動的マ
ッピングの技法を、パリティグループ全体を未割当て状
態にする処理ような特別の処理を行うことなく実現する
ことを可能とし、記憶装置システムにおけるライト処理
の効率化を図る点にある。
ッピングの技法を、パリティグループ全体を未割当て状
態にする処理ような特別の処理を行うことなく実現する
ことを可能とし、記憶装置システムにおけるライト処理
の効率化を図る点にある。
【００１０】
【課題を解決するための手段】上述した目的を達成する
ために、本発明の記憶装置システムは、処理装置がリー
ド／ライトの対象とする論理的なレコードが割り当てら
れるデータレコードと、障害発生時にデータレコード内
のデータを回復するために用いられるパリティレコード
とでパリティグループを構成し、パリティグループ内の
各データレコード及びパリティレコードをそれぞれ異な
るディスク装置に配置した記憶装置システムにおいて、
パリティグループの中から、それぞれに属するデータレ
コードの状態に応じてパリティレコードの作成を行うべ
きパリティグループを決定し、決定したパリティレコー
ドの作成を行うべきパリティグループに属し、論理レコ
ードに割り当てられていないデータレコードを識別す
る。そして、パリティレコードの作成を行うべきパリテ
ィグループ以外のパリティグループに属するデータレコ
ードに割り当てられている論理レコードであって、その
更新値が前記キャッシュメモリに格納されている論理レ
コードに割り当てるデータレコードを、識別されたデー
タレコードに変更して、パリティレコードの作成を行う
べきパリティグループの新たなパリティレコードを作成
する。その後、パリティレコードの作成を行うべきパリ
ティグループ内のデータレコード及びパリティレコード
を前記ディスク装置のそれぞれに格納するように構成さ
れる。
ために、本発明の記憶装置システムは、処理装置がリー
ド／ライトの対象とする論理的なレコードが割り当てら
れるデータレコードと、障害発生時にデータレコード内
のデータを回復するために用いられるパリティレコード
とでパリティグループを構成し、パリティグループ内の
各データレコード及びパリティレコードをそれぞれ異な
るディスク装置に配置した記憶装置システムにおいて、
パリティグループの中から、それぞれに属するデータレ
コードの状態に応じてパリティレコードの作成を行うべ
きパリティグループを決定し、決定したパリティレコー
ドの作成を行うべきパリティグループに属し、論理レコ
ードに割り当てられていないデータレコードを識別す
る。そして、パリティレコードの作成を行うべきパリテ
ィグループ以外のパリティグループに属するデータレコ
ードに割り当てられている論理レコードであって、その
更新値が前記キャッシュメモリに格納されている論理レ
コードに割り当てるデータレコードを、識別されたデー
タレコードに変更して、パリティレコードの作成を行う
べきパリティグループの新たなパリティレコードを作成
する。その後、パリティレコードの作成を行うべきパリ
ティグループ内のデータレコード及びパリティレコード
を前記ディスク装置のそれぞれに格納するように構成さ
れる。
【００１１】より好ましい態様では、上述した各処理
は、処理装置からのライト要求に応じて行われる論理レ
コードの更新値をキャッシュメモリへ格納する処理とは
独立したタイミングで行われる。
は、処理装置からのライト要求に応じて行われる論理レ
コードの更新値をキャッシュメモリへ格納する処理とは
独立したタイミングで行われる。
【００１２】また、パリティグループを決定するステッ
プでは、パリティグループの中で、全てのデータレコー
ドが、論理レコードを割り当てられていない空き状態の
データレコードであるパリティグループを探索し、探索
の結果得られたパリティグループの中からパリティレコ
ードの作成を行うべきパリティグループを決定する。探
索の結果、該当するパリティグループが存在しない場合
には、更新値がキャッシュメモリ内に存在する論理レコ
ードに割り当てられているデータレコードを含むパリテ
ィグループの中から前記パリティレコードの作成を行う
べきパリティグループを決定する。
プでは、パリティグループの中で、全てのデータレコー
ドが、論理レコードを割り当てられていない空き状態の
データレコードであるパリティグループを探索し、探索
の結果得られたパリティグループの中からパリティレコ
ードの作成を行うべきパリティグループを決定する。探
索の結果、該当するパリティグループが存在しない場合
には、更新値がキャッシュメモリ内に存在する論理レコ
ードに割り当てられているデータレコードを含むパリテ
ィグループの中から前記パリティレコードの作成を行う
べきパリティグループを決定する。
【００１３】さらに、割り当てを変更するステップで
は、その対象となる論理レコードを、パリティレコード
の作成を行うべきパリティグループ内のデータレコード
のディスク装置内での配置位置に対して所定の範囲内に
配置されているデータレコードに割り当てられている論
理レコードの中から決定する。
は、その対象となる論理レコードを、パリティレコード
の作成を行うべきパリティグループ内のデータレコード
のディスク装置内での配置位置に対して所定の範囲内に
配置されているデータレコードに割り当てられている論
理レコードの中から決定する。
【００１４】
【作用】上述したように、本発明によれば、パリティレ
コードの作成を決定したパリティグループに、論理レコ
ードが割り当てられていないデータレコードがある場合
に、そのデータレコードを他のパリティグループのデー
タレコードに割り当てられている更新値を持つ論理レコ
ードのために割り当てるよう割り当ての変更を行った後
パリティレコードの更新値を作成するので、それぞれの
パリティグループごとに別々にパリティレコードの更新
値を作成する場合に比べ、パリティレコードの更新値作
成のために必要となるディスクのアクセス回数を低減す
ることができる。
コードの作成を決定したパリティグループに、論理レコ
ードが割り当てられていないデータレコードがある場合
に、そのデータレコードを他のパリティグループのデー
タレコードに割り当てられている更新値を持つ論理レコ
ードのために割り当てるよう割り当ての変更を行った後
パリティレコードの更新値を作成するので、それぞれの
パリティグループごとに別々にパリティレコードの更新
値を作成する場合に比べ、パリティレコードの更新値作
成のために必要となるディスクのアクセス回数を低減す
ることができる。
【００１５】また、パリティグループ内の一部のデータ
レコードに、論理レコードが割り当てられていない未割
当て状態のデータレコードがあれば、そのデータレコー
ドを他のパリティグループのデータレコードが割り当て
られている論理レコードに割り当てるよう割り当ての変
更を行っているので、このような未割り当て状態のデー
タレコードを有効に利用できる。さらに、これにより、
上述した従来技術のように、パリティグループ内のすべ
てのデータレコードを未割当て状態にするような特別な
処理を実行させる必要性をなくすことができる。
レコードに、論理レコードが割り当てられていない未割
当て状態のデータレコードがあれば、そのデータレコー
ドを他のパリティグループのデータレコードが割り当て
られている論理レコードに割り当てるよう割り当ての変
更を行っているので、このような未割り当て状態のデー
タレコードを有効に利用できる。さらに、これにより、
上述した従来技術のように、パリティグループ内のすべ
てのデータレコードを未割当て状態にするような特別な
処理を実行させる必要性をなくすことができる。
【００１６】
【実施例】以下、本発明について実施例により詳細に説
明する。
明する。
【００１７】図１は、本発明の対象となる計算機システ
ムの構成図である。本実施例において計算機システム
は、大きく、処理装置１３００、制御装置１３０５、お
よび、１台以上のディスク装置１３０４により構成され
る。
ムの構成図である。本実施例において計算機システム
は、大きく、処理装置１３００、制御装置１３０５、お
よび、１台以上のディスク装置１３０４により構成され
る。
【００１８】処理装置１３００は、ＣＰＵ１３０１、主
記憶１３０２、および、チャネル１３０３により構成さ
れる。
記憶１３０２、および、チャネル１３０３により構成さ
れる。
【００１９】制御装置１３０５は、処理装置１３００か
ら発行されるリード／ライト要求にしたがって、処理装
置１３００と、ディスク装置１３０４との間で、データ
の転送処理を実行する。制御装置１３０５は、１つ以上
のディスク制御プロセッサ１３１０、キャッシュメモリ
（以下、単にキャッシュと略す。）１３０８、ディレク
トリ１３０９、不揮発性メモリ１４００、および、不揮
発性メモリ管理情報１４０１を含む。キャッシュ１３０
８は、ディスク装置１３０４に保持されているデータの
中で、アクセス頻度の高いものがロードされる。ディレ
クトリ１３０９には、キャッシュ１３０８の管理情報が
格納されている。不揮発性メモリ１４００は、不揮発の
媒体であり、キャッシュ１３０８と同様に、ディスク装
置１３０４に保持されているデータの中で、アクセス頻
度の高いものがロードされる。不揮発性メモリ管理情報
１４０１も不揮発の媒体であり、不揮発性メモリ１４０
０の管理情報を格納する。なお、キャッシュ１３０８
や、ディレクトリ１３０９も不揮発化されていてもよ
い。ディスク制御プロセッサ１３１０は、制御装置１３
０５内で、処理装置１３００が発行したリード／ライト
要求を受取り、キャッシュ１３０８等を利用し、処理装
置１３００と、ディスク装置１３０４の間で、転送処理
を実行する機能をもつ。なお、制御装置１３０５は、必
ずしも不揮発性メモリ１４００、および、不揮発性メモ
リ管理情報１４０１を含まなくてもよい。
ら発行されるリード／ライト要求にしたがって、処理装
置１３００と、ディスク装置１３０４との間で、データ
の転送処理を実行する。制御装置１３０５は、１つ以上
のディスク制御プロセッサ１３１０、キャッシュメモリ
（以下、単にキャッシュと略す。）１３０８、ディレク
トリ１３０９、不揮発性メモリ１４００、および、不揮
発性メモリ管理情報１４０１を含む。キャッシュ１３０
８は、ディスク装置１３０４に保持されているデータの
中で、アクセス頻度の高いものがロードされる。ディレ
クトリ１３０９には、キャッシュ１３０８の管理情報が
格納されている。不揮発性メモリ１４００は、不揮発の
媒体であり、キャッシュ１３０８と同様に、ディスク装
置１３０４に保持されているデータの中で、アクセス頻
度の高いものがロードされる。不揮発性メモリ管理情報
１４０１も不揮発の媒体であり、不揮発性メモリ１４０
０の管理情報を格納する。なお、キャッシュ１３０８
や、ディレクトリ１３０９も不揮発化されていてもよ
い。ディスク制御プロセッサ１３１０は、制御装置１３
０５内で、処理装置１３００が発行したリード／ライト
要求を受取り、キャッシュ１３０８等を利用し、処理装
置１３００と、ディスク装置１３０４の間で、転送処理
を実行する機能をもつ。なお、制御装置１３０５は、必
ずしも不揮発性メモリ１４００、および、不揮発性メモ
リ管理情報１４０１を含まなくてもよい。
【００２０】本実施例において、制御装置１３０５は、
処理装置１３００からライト要求があった場合、ディス
ク装置１３０４に書き込むべきデータを、キャッシュ１
３０８、あるいは、キャッシュ１３０８と不揮発性メモ
リ１４００に格納した段階でその完了を処理装置１３０
０に通知する。ディスク装置１３０４へのデータの書き
込みは、その後、制御装置１３０５が実行する。このよ
うな処理は、ライトアフタ処理と呼ばれる。なお、制御
装置１３０５には、ディスク制御プロセッサ１３１０を
複数設けることも可能である。図１において、破線で示
した部分は、例えば、ディスク制御装置１３１０を２つ
設けた場合の追加の構成を示している。
処理装置１３００からライト要求があった場合、ディス
ク装置１３０４に書き込むべきデータを、キャッシュ１
３０８、あるいは、キャッシュ１３０８と不揮発性メモ
リ１４００に格納した段階でその完了を処理装置１３０
０に通知する。ディスク装置１３０４へのデータの書き
込みは、その後、制御装置１３０５が実行する。このよ
うな処理は、ライトアフタ処理と呼ばれる。なお、制御
装置１３０５には、ディスク制御プロセッサ１３１０を
複数設けることも可能である。図１において、破線で示
した部分は、例えば、ディスク制御装置１３１０を２つ
設けた場合の追加の構成を示している。
【００２１】通常、処理装置１３００がディスク装置１
３０４を対象として、リード／ライトするデータの単位
は、レコードと呼ばれる。図２は、本実施例におけるレ
コードの考え方をまとめたレコード定義図である。本実
施例では、処理装置１３００が制御装置との間でリード
／ライトするレコードを論理レコード１７００と呼ぶ。
また、ディスク装置１３０４上に格納されたレコードを
物理レコード１５０２と呼ぶ。ディスク装置１３０４上
に格納されている物理レコード１５０２には、データレ
コード１５００とパリティレコード１５０１の２種類の
レコードが含まれる。データレコード１５００は、処理
装置１３００がその処理に利用する論理レコード１７０
０の内容を格納した物理レコード１５０２である。一
方、パリティレコード１５０１は、ディスク装置１３０
４に障害が発生し、データレコード１５００の内容が消
失した時、その消失した内容を回復する処理に用いられ
るレコードである。この場合、データレコード１５００
の値が変更されると、これに対応する、パリティレコー
ド１５０１の内容も変更される。
３０４を対象として、リード／ライトするデータの単位
は、レコードと呼ばれる。図２は、本実施例におけるレ
コードの考え方をまとめたレコード定義図である。本実
施例では、処理装置１３００が制御装置との間でリード
／ライトするレコードを論理レコード１７００と呼ぶ。
また、ディスク装置１３０４上に格納されたレコードを
物理レコード１５０２と呼ぶ。ディスク装置１３０４上
に格納されている物理レコード１５０２には、データレ
コード１５００とパリティレコード１５０１の２種類の
レコードが含まれる。データレコード１５００は、処理
装置１３００がその処理に利用する論理レコード１７０
０の内容を格納した物理レコード１５０２である。一
方、パリティレコード１５０１は、ディスク装置１３０
４に障害が発生し、データレコード１５００の内容が消
失した時、その消失した内容を回復する処理に用いられ
るレコードである。この場合、データレコード１５００
の値が変更されると、これに対応する、パリティレコー
ド１５０１の内容も変更される。
【００２２】図３は、ディスクアレイにおけるパリティ
グループの概念図である。ディスク装置＃１からディス
ク装置＃ｍまでのｍ個のディスク装置１３０４上に、そ
れぞれ対応するｍ個のデータレコード１５００が格納さ
れている。これらのｍ個のデータレコード１５００か
ら、ｎ個のパリティレコード１５０１が作成され、それ
ぞれ対応するディスク装置＃ｍ＋１からディスク装置＃
ｍ＋ｎに格納される。したがって、図３に示す例では、
ｍ個のデータレコード１５００とｎ個のパリティレコー
ド１５０１により、１つのパリティグループ１６００が
構成されている。一般に、ｎ個のパリティレコード１５
０１を含むパリティグループ１６００においては、その
パリティグループ１６００内のレコード１５０２が格納
されているｍ＋ｎ個ディスク装置のうち、ｎ台までのデ
ィスク装置１３０４が故障しても、パリティグループ１
６００内のすべてのレコード１５０２の内容を回復する
ことができる。このように、ディスクアレイを適用する
と、ディスク装置１３０４の高信頼化を実現することが
できる。
グループの概念図である。ディスク装置＃１からディス
ク装置＃ｍまでのｍ個のディスク装置１３０４上に、そ
れぞれ対応するｍ個のデータレコード１５００が格納さ
れている。これらのｍ個のデータレコード１５００か
ら、ｎ個のパリティレコード１５０１が作成され、それ
ぞれ対応するディスク装置＃ｍ＋１からディスク装置＃
ｍ＋ｎに格納される。したがって、図３に示す例では、
ｍ個のデータレコード１５００とｎ個のパリティレコー
ド１５０１により、１つのパリティグループ１６００が
構成されている。一般に、ｎ個のパリティレコード１５
０１を含むパリティグループ１６００においては、その
パリティグループ１６００内のレコード１５０２が格納
されているｍ＋ｎ個ディスク装置のうち、ｎ台までのデ
ィスク装置１３０４が故障しても、パリティグループ１
６００内のすべてのレコード１５０２の内容を回復する
ことができる。このように、ディスクアレイを適用する
と、ディスク装置１３０４の高信頼化を実現することが
できる。
【００２３】なお、図３では、ディスク装置＃１からデ
ィスク装置＃ｍにデータレコード１５００が、ディスク
装置＃ｍ＋１からディスク装置＃ｍ＋ｎにパリティレコ
ード１５０１が格納されているが、ディスク装置＃１か
らディスク装置＃ｍのディスク装置１３０４に格納する
すべてのレコードを、データレコード１５００とする必
要はない。同様に、ディスク装置＃ｍ＋１からディスク
装置＃ｍ＋ｎまでのディスク装置１３０４上のすべての
レコード１５０２を、パリティレコード１５００とする
必要もない。つまり、別のパリティグループでは、ディ
スク装置＃２から＃ｍ＋１にデータレコード１５００を
格納し、ディスク装置＃１、及びディスク装置＃ｍ＋２
から＃ｍ＋ｎにパリティレコード１５０１を格納するよ
うにしてもよい。
ィスク装置＃ｍにデータレコード１５００が、ディスク
装置＃ｍ＋１からディスク装置＃ｍ＋ｎにパリティレコ
ード１５０１が格納されているが、ディスク装置＃１か
らディスク装置＃ｍのディスク装置１３０４に格納する
すべてのレコードを、データレコード１５００とする必
要はない。同様に、ディスク装置＃ｍ＋１からディスク
装置＃ｍ＋ｎまでのディスク装置１３０４上のすべての
レコード１５０２を、パリティレコード１５００とする
必要もない。つまり、別のパリティグループでは、ディ
スク装置＃２から＃ｍ＋１にデータレコード１５００を
格納し、ディスク装置＃１、及びディスク装置＃ｍ＋２
から＃ｍ＋ｎにパリティレコード１５０１を格納するよ
うにしてもよい。
【００２４】なお、ディスク装置１３０４の数は、必ず
しもパリティグループ内のレコードの数と対応している
必要はない。例えば、図３に示すように、ｍ＋ｎ個のレ
コードでパリティグループが構成される場合に、ｍ＋ｎ
台以上のディスク装置を用い、任意のｍ＋ｎ個のディス
ク装置にパリティグループ内のレコードを格納するよう
に構成することもできる。同様に、パリティグループを
構成するレコードの数もｍ＋ｎ個には限定されるもので
はない。
しもパリティグループ内のレコードの数と対応している
必要はない。例えば、図３に示すように、ｍ＋ｎ個のレ
コードでパリティグループが構成される場合に、ｍ＋ｎ
台以上のディスク装置を用い、任意のｍ＋ｎ個のディス
ク装置にパリティグループ内のレコードを格納するよう
に構成することもできる。同様に、パリティグループを
構成するレコードの数もｍ＋ｎ個には限定されるもので
はない。
【００２５】また、本実施例では、論理レコード１７０
０を、１つのデータレコード１５００に格納しても、１
以上のデータレコード１５００に格納してもかまわな
い。
０を、１つのデータレコード１５００に格納しても、１
以上のデータレコード１５００に格納してもかまわな
い。
【００２６】本実施例では、すべてのデータレコード１
５００に格納できるデータの量は、すべての論理レコー
ド１７００のデータの量より多いものとする。このた
め、データレコード１５００には、論理レコード１７０
０が割り当てられた状態と、そうでない状態（この状態
を以下未割当て状態と呼ぶ。）が存在することになる。
図４にこの関係を示す概念図を示す。例えば、最初、
「内容ａ」を持つ論理レコードａ１７０２のために、パ
リティグループａ１７０４に含まれるデータレコードａ
１７０１が割り当てられているとする。ここで、論理レ
コードａ１７０２に対して書き換えが発生し、その内容
が「内容ｂ」になった時、本実施例では、以下に説明す
るように、「内容ｂ」に更新された論理レコードａ１７
０２のために、パリティグループｂ１７０５に属するデ
ータレコードｂ１７０３を割り当てる場合がある。この
場合、更新前に論理レコードａ１７０２に割り当てられ
ていたデータレコードａ１７０１は、論理レコード１７
００が割り当てられていない未割当状態状態になる。た
だし、この場合でも、データレコードａ１７０２に格納
されている内容は、パリティグループａ１７０４に属す
る他のデータレコード１５００の内容を復元するために
必要である。このため、データレコードａ１７０１の内
容を単純に別の内容に変更することはできない。つま
り、データレコードａ１７０１に、新たに論理レコード
１７００を割り当てる場合には、その内容にしたがっ
て、パリティレコードａ１７０６の値を書き換える必要
が生じる。
５００に格納できるデータの量は、すべての論理レコー
ド１７００のデータの量より多いものとする。このた
め、データレコード１５００には、論理レコード１７０
０が割り当てられた状態と、そうでない状態（この状態
を以下未割当て状態と呼ぶ。）が存在することになる。
図４にこの関係を示す概念図を示す。例えば、最初、
「内容ａ」を持つ論理レコードａ１７０２のために、パ
リティグループａ１７０４に含まれるデータレコードａ
１７０１が割り当てられているとする。ここで、論理レ
コードａ１７０２に対して書き換えが発生し、その内容
が「内容ｂ」になった時、本実施例では、以下に説明す
るように、「内容ｂ」に更新された論理レコードａ１７
０２のために、パリティグループｂ１７０５に属するデ
ータレコードｂ１７０３を割り当てる場合がある。この
場合、更新前に論理レコードａ１７０２に割り当てられ
ていたデータレコードａ１７０１は、論理レコード１７
００が割り当てられていない未割当状態状態になる。た
だし、この場合でも、データレコードａ１７０２に格納
されている内容は、パリティグループａ１７０４に属す
る他のデータレコード１５００の内容を復元するために
必要である。このため、データレコードａ１７０１の内
容を単純に別の内容に変更することはできない。つま
り、データレコードａ１７０１に、新たに論理レコード
１７００を割り当てる場合には、その内容にしたがっ
て、パリティレコードａ１７０６の値を書き換える必要
が生じる。
【００２７】図５は、キャッシュ１３０８の論理的な構
造を示す構成図である。キャッシュ１３０８は、複数の
セグメント２０００に分割されている。各セグメント２
０００には、データレコード１５００、パリティレコー
ド１５０１、論理レコード１７００の更新値等のいずれ
かが格納される。また、それぞれのセグメント２０００
には、セグメントポインタ２００１が設けられている。
セグメントポインタ２００１は、未割当状態にあるセグ
メント２０００をチェイン上に結合するために用いられ
る。
造を示す構成図である。キャッシュ１３０８は、複数の
セグメント２０００に分割されている。各セグメント２
０００には、データレコード１５００、パリティレコー
ド１５０１、論理レコード１７００の更新値等のいずれ
かが格納される。また、それぞれのセグメント２０００
には、セグメントポインタ２００１が設けられている。
セグメントポインタ２００１は、未割当状態にあるセグ
メント２０００をチェイン上に結合するために用いられ
る。
【００２８】不揮発メモリ１４００も、特に図示しない
が、論理的にキャッシュ１３０８と同様の構成を有して
いる。
が、論理的にキャッシュ１３０８と同様の構成を有して
いる。
【００２９】図６は、ディレクトリ１３０９の論理的な
後続を示す構成図である。ディレクトリ１３０９は、マ
ッピング情報２１００、データレコード未割当情報２１
０１、キャッシュ割当情報２１０２、セグメント管理情
報２１０３、空きセグメントキューポインタ２１０４、
空きセグメント管理情報キューポインタ２１０５から構
成される。セグメント管理情報２１０３は、キャッシュ
１３０８を構成するセグメント２０００の数だけ存在す
る。ただし、後述するように、セグメント２０００に１
対１に対応しているわけではない。以下、各情報を詳細
に説明する。
後続を示す構成図である。ディレクトリ１３０９は、マ
ッピング情報２１００、データレコード未割当情報２１
０１、キャッシュ割当情報２１０２、セグメント管理情
報２１０３、空きセグメントキューポインタ２１０４、
空きセグメント管理情報キューポインタ２１０５から構
成される。セグメント管理情報２１０３は、キャッシュ
１３０８を構成するセグメント２０００の数だけ存在す
る。ただし、後述するように、セグメント２０００に１
対１に対応しているわけではない。以下、各情報を詳細
に説明する。
【００３０】図７は、マッピング情報２１００の論理的
な構造を示す構成図である。マッピング情報２１００
は、各論理レコード１７００が、ディスク装置１３０４
上のどのデータレコード１５００に割当ててあるかを表
している。論理レコードエントリ２２００は、各論理レ
コード１７００に対応して設けられる情報である。各論
理レコードエントリ２２００は、対応する論理レコード
のデータが、ディスク装置１３０４内のどのデータレコ
ード１５００に割り当てられているかを示すデータレコ
ードアドレス２２０１を含んでいる。本実施例では、各
論理レコードエントリ２２００が、１つ以上のデータレ
コードアドレス２２０１を含んでいるものとする。
な構造を示す構成図である。マッピング情報２１００
は、各論理レコード１７００が、ディスク装置１３０４
上のどのデータレコード１５００に割当ててあるかを表
している。論理レコードエントリ２２００は、各論理レ
コード１７００に対応して設けられる情報である。各論
理レコードエントリ２２００は、対応する論理レコード
のデータが、ディスク装置１３０４内のどのデータレコ
ード１５００に割り当てられているかを示すデータレコ
ードアドレス２２０１を含んでいる。本実施例では、各
論理レコードエントリ２２００が、１つ以上のデータレ
コードアドレス２２０１を含んでいるものとする。
【００３１】図８は、データレコード割当情報２１０１
の論理的な構造を示す構成図である。データレコード割
り当て情報２１０１には、各データレコード１５００に
対応したエントリ２３００が設けられており、それぞれ
のデータレコードの状態を表している。各エントリ２３
００には、対応するデータレコード１５００に、論理レ
コード１７００が割り当てられているか否かを表す情報
が保持される。
の論理的な構造を示す構成図である。データレコード割
り当て情報２１０１には、各データレコード１５００に
対応したエントリ２３００が設けられており、それぞれ
のデータレコードの状態を表している。各エントリ２３
００には、対応するデータレコード１５００に、論理レ
コード１７００が割り当てられているか否かを表す情報
が保持される。
【００３２】図９は、キャッシュ割当情報２１０２の論
理的な構造を示す構成図である。キャッシュ割り当て情
報２１０２は、各物理レコード、すなわち、ディスク装
置１３０４上のデータレコード１５００、及びパリティ
レコード１５０１に対応するエントリ２４００を有して
いる。各エントリ２４００には、対応するデータレコー
ド１５００、あるいはパリティレコード１５０１がキャ
ッシュ１３０８に格納されているかどうかを表す情報を
保持している。対応するデータレコード１５００、ある
いはパリティレコード１５０１がキャッシュ１３０８に
格納されていれば、そのエントリ２４００には、セグメ
ント管理情報２１０３へのポインタ（レコード割当ポイ
ンタ）が保持される。一方、対応するデータレコード１
５００、あるいはパリティレコード１５０１がキャッシ
ュ１３０８に格納されていないエントリ２４００には、
ヌル値が格納される。
理的な構造を示す構成図である。キャッシュ割り当て情
報２１０２は、各物理レコード、すなわち、ディスク装
置１３０４上のデータレコード１５００、及びパリティ
レコード１５０１に対応するエントリ２４００を有して
いる。各エントリ２４００には、対応するデータレコー
ド１５００、あるいはパリティレコード１５０１がキャ
ッシュ１３０８に格納されているかどうかを表す情報を
保持している。対応するデータレコード１５００、ある
いはパリティレコード１５０１がキャッシュ１３０８に
格納されていれば、そのエントリ２４００には、セグメ
ント管理情報２１０３へのポインタ（レコード割当ポイ
ンタ）が保持される。一方、対応するデータレコード１
５００、あるいはパリティレコード１５０１がキャッシ
ュ１３０８に格納されていないエントリ２４００には、
ヌル値が格納される。
【００３３】図１０は、セグメント管理情報２１０３の
論理的な構造を示す構成図である。セグメント管理情報
２１０３は、キャッシュ１３０８の各セグメントを管理
するために、各種の情報を有している。図１１に示すよ
うに、セグメント管理情報２１０３は、本発明に関係す
る情報として、更新前セグメントポインタ２５００、更
新後セグメントポインタ２５０１、ダーティフラグ２５
０２、バリッドフラグａ２５０３、バリッドフラグｂ２
５０４、使用中フラグ２５０５、及び空きポインタ２５
０６を有している。なお、図１０では、本発明に直接関
係しない情報については、特に図示していない。
論理的な構造を示す構成図である。セグメント管理情報
２１０３は、キャッシュ１３０８の各セグメントを管理
するために、各種の情報を有している。図１１に示すよ
うに、セグメント管理情報２１０３は、本発明に関係す
る情報として、更新前セグメントポインタ２５００、更
新後セグメントポインタ２５０１、ダーティフラグ２５
０２、バリッドフラグａ２５０３、バリッドフラグｂ２
５０４、使用中フラグ２５０５、及び空きポインタ２５
０６を有している。なお、図１０では、本発明に直接関
係しない情報については、特に図示していない。
【００３４】更新前セグメントポインタ２５００は、そ
れを含むセグメント管理情報２１０３が、データレコー
ド１５００のためのものである場合、パリティレコード
１５０１の更新値が作成されていない値を格納したセグ
メント２０００をポイントする。また、セグメント管理
情報２１０３が、パリティレコード１５０１のためのも
のである場合には、パリティレコード１５０１の更新値
を作成する際に、一時的に利用するために確保したセグ
メント２０００をポイントする。
れを含むセグメント管理情報２１０３が、データレコー
ド１５００のためのものである場合、パリティレコード
１５０１の更新値が作成されていない値を格納したセグ
メント２０００をポイントする。また、セグメント管理
情報２１０３が、パリティレコード１５０１のためのも
のである場合には、パリティレコード１５０１の更新値
を作成する際に、一時的に利用するために確保したセグ
メント２０００をポイントする。
【００３５】更新後セグメントポインタ２５０１は、そ
れを含むセグメント管理情報２１０３が、データレコー
ド１５００のためのものである場合は、パリティレコー
ド１５０１の更新値が作成済の値を格納したセグメント
２０００をポイントしている。また、セグメント管理情
報２１０３が、パリティレコード１５０１のためのもの
である場合には、原則的に、本ポインタにより示される
セグメント２２００にその値が格納される。
れを含むセグメント管理情報２１０３が、データレコー
ド１５００のためのものである場合は、パリティレコー
ド１５０１の更新値が作成済の値を格納したセグメント
２０００をポイントしている。また、セグメント管理情
報２１０３が、パリティレコード１５０１のためのもの
である場合には、原則的に、本ポインタにより示される
セグメント２２００にその値が格納される。
【００３６】ダーティフラグ２５０２は、更新後セグメ
ントポインタ２５０１でポイントされているセグメント
２０００に保持されたデータが、まだディスク装置１３
０４に書き込まれていないことを表している。バリッド
フラグａ２５０３は、更新前セグメントポインタ２５０
０によって、また、バリッドフラグｂ２５０３は、更新
後セグメントポインタ２５０１によって、それぞれポイ
ントされているセグメント２０００に保持されているデ
ータが有効、すなわち、そのセグメント２０００の内に
データが入っていることを表す情報を保持する。使用中
フラグ２５０４は、そのセグメント管理情報２１０３が
使用中であることを表す情報を保持する。空きポインタ
２５０５は、空き状態にあるセグメント管理情報２１０
３同士を結合するためのポインタである。
ントポインタ２５０１でポイントされているセグメント
２０００に保持されたデータが、まだディスク装置１３
０４に書き込まれていないことを表している。バリッド
フラグａ２５０３は、更新前セグメントポインタ２５０
０によって、また、バリッドフラグｂ２５０３は、更新
後セグメントポインタ２５０１によって、それぞれポイ
ントされているセグメント２０００に保持されているデ
ータが有効、すなわち、そのセグメント２０００の内に
データが入っていることを表す情報を保持する。使用中
フラグ２５０４は、そのセグメント管理情報２１０３が
使用中であることを表す情報を保持する。空きポインタ
２５０５は、空き状態にあるセグメント管理情報２１０
３同士を結合するためのポインタである。
【００３７】図１１は、空きセグメントキューの論理的
な構造を示す構成図である。図１１に示すように、空き
セグメントキューは、ディレクトリ１３０９の空きセグ
メントキューポインタ２１０４を先頭として、空き状態
にあるセグメント２０００が結合されて構成される。具
体的には、ディレクトリ１３０９の空きセグメントキュ
ーポインタ２１０４の次に、空きセグメントキューポイ
ンタ２１０４により示されるセグメントが接続する。そ
の後ろには、空きセグメントキューポインタ２１０４に
接続するセグメント２０００が有するセグメントポイン
タ２００１によりポイントされるセグメント２０００が
接続される。以下、セグメントポインタ２００１により
ポイントされるセグメント２０００がチェイン状につな
がり、空きセグメントキューを構成する。なお、空きセ
グメントキューの最後部に接続されたセグメント２００
０のセグメントポインタ２００１には、後続のセグメン
トがないことを示すために、例えば、Ｎｕｌｌが格納さ
れる。このことが、図中では、アース記号で示されてい
る。
な構造を示す構成図である。図１１に示すように、空き
セグメントキューは、ディレクトリ１３０９の空きセグ
メントキューポインタ２１０４を先頭として、空き状態
にあるセグメント２０００が結合されて構成される。具
体的には、ディレクトリ１３０９の空きセグメントキュ
ーポインタ２１０４の次に、空きセグメントキューポイ
ンタ２１０４により示されるセグメントが接続する。そ
の後ろには、空きセグメントキューポインタ２１０４に
接続するセグメント２０００が有するセグメントポイン
タ２００１によりポイントされるセグメント２０００が
接続される。以下、セグメントポインタ２００１により
ポイントされるセグメント２０００がチェイン状につな
がり、空きセグメントキューを構成する。なお、空きセ
グメントキューの最後部に接続されたセグメント２００
０のセグメントポインタ２００１には、後続のセグメン
トがないことを示すために、例えば、Ｎｕｌｌが格納さ
れる。このことが、図中では、アース記号で示されてい
る。
【００３８】図１２は、空きセグメント管理情報キュー
の構造を示す構成図である。図１２に示すように、空き
セグメント管理情報キューは、ディレクトリ１３０９の
空きセグメント管理情報キューポインタ２１０５を先頭
として、空き状態にある空きセグメント管理情報２１０
３が結合されて構成される。セグメント管理情報２１０
３同士の結合は、空きセグメントキューの場合と同様
に、各セグメント管理情報２１０３の空きポインタ２５
０６によりポイントされるセグメント管理情報を結合し
ていくことにより行われる。また、空きセグメント管理
情報キューの最後部に接続された空きセグメント管理情
報２１０３の空きポインタには、後続の空きセグメント
管理情報が存在しないことを示すために、例えば、Ｎｕ
ｌｌが格納される。
の構造を示す構成図である。図１２に示すように、空き
セグメント管理情報キューは、ディレクトリ１３０９の
空きセグメント管理情報キューポインタ２１０５を先頭
として、空き状態にある空きセグメント管理情報２１０
３が結合されて構成される。セグメント管理情報２１０
３同士の結合は、空きセグメントキューの場合と同様
に、各セグメント管理情報２１０３の空きポインタ２５
０６によりポイントされるセグメント管理情報を結合し
ていくことにより行われる。また、空きセグメント管理
情報キューの最後部に接続された空きセグメント管理情
報２１０３の空きポインタには、後続の空きセグメント
管理情報が存在しないことを示すために、例えば、Ｎｕ
ｌｌが格納される。
【００３９】以上、ディレクトリ１３０９の構造につい
て説明したが、不揮発メモリ管理情報１４０１も、ディ
レクトリ１３０９と同様に構成されている。従って、こ
こでは、不揮発メモリ管理情報１４０１についての詳細
な説明は行なわない。
て説明したが、不揮発メモリ管理情報１４０１も、ディ
レクトリ１３０９と同様に構成されている。従って、こ
こでは、不揮発メモリ管理情報１４０１についての詳細
な説明は行なわない。
【００４０】図１３は、本実施例における制御装置によ
り実施される処理の概要を示すデータフロー図である。
本実施例において、ライト要求受付部１０１、パリティ
生成スケジュール部１１０、ロード処理部１０２、デス
テージ処理部１０４、及びパリティ生成部１０３は、デ
ィスク制御プロセッサ１３１０によるプログラム制御に
より実現される。
り実施される処理の概要を示すデータフロー図である。
本実施例において、ライト要求受付部１０１、パリティ
生成スケジュール部１１０、ロード処理部１０２、デス
テージ処理部１０４、及びパリティ生成部１０３は、デ
ィスク制御プロセッサ１３１０によるプログラム制御に
より実現される。
【００４１】ライト要求受け付け部１０１は、処理装置
１３００からのライト要求を受け付け、論理レコードの
更新値をキャッシュ１３０８に格納する。パリティ生成
スケジュール部１００は、処理装置１３００から受け付
けた論理レコード１７００の更新値を、どのデータレコ
ード１５００に格納し、これに伴う、パリティレコード
１５０１の更新値をどのような手順で生成するかを決定
する。ロード処理部１０２は、各ディスク装置１３０４
からレコードを読み出し、キャッシュ１３０８への格納
を行う。デステージ部１０４は、キャッシュ１３０８に
格納された論理レコード、及びパリティレコードの更新
値をデステージ処理によりディスク１３０４に格納す
る。また、パリティ生成部１０３は、パリティ生成スケ
ジュール部１００の決定に従いパリティレコードの更新
値を生成する。
１３００からのライト要求を受け付け、論理レコードの
更新値をキャッシュ１３０８に格納する。パリティ生成
スケジュール部１００は、処理装置１３００から受け付
けた論理レコード１７００の更新値を、どのデータレコ
ード１５００に格納し、これに伴う、パリティレコード
１５０１の更新値をどのような手順で生成するかを決定
する。ロード処理部１０２は、各ディスク装置１３０４
からレコードを読み出し、キャッシュ１３０８への格納
を行う。デステージ部１０４は、キャッシュ１３０８に
格納された論理レコード、及びパリティレコードの更新
値をデステージ処理によりディスク１３０４に格納す
る。また、パリティ生成部１０３は、パリティ生成スケ
ジュール部１００の決定に従いパリティレコードの更新
値を生成する。
【００４２】以下、レコード更新時の処理について説明
する。
する。
【００４３】図１４は、ライトデータ受付部１０１によ
り行われる処理のフローチャートである。ライトデータ
受付部１０１は、処理装置１３００からのライト要求に
応じて実行を開始する。
り行われる処理のフローチャートである。ライトデータ
受付部１０１は、処理装置１３００からのライト要求に
応じて実行を開始する。
【００４４】ライトデータ受け付け部１０１は、ライト
要求を受け付けると、まず、ライト要求の対象の論理レ
コード１７００が、ディスク装置１３０４上でどのデー
タレコード１５００に割り当てられているかチェックす
る（ステップ２６００）。ライト要求の対象の論理レコ
ード１７００がどのデータレコード１５００に割り当て
られているかは、ディレクトリ１３０９のマッピング情
報２１００を参照することによりチェックすることがで
きる。次に、そのデータレコード１５００のためにセグ
メント管理情報２１０３と、キャッシュ１３０８のセグ
メント２０００が割り当てられているかどうか判断する
（ステップ２６０１）。この判断は、まず、ディレクト
リ１３０９のキャッシュ割当情報２１０２を参照して、
ステップ２６００で求めたデータレコードに対応してセ
グメント管理情報２１０３が割り当てられているか調べ
る。セグメント管理情報２１０３が割り当てられている
場合には、さらに、そのセグメント管理情報２１０３の
更新前セグメントポインタ２５０１で示されるセグメン
ト２０００が割当てられているかどうか判断する。ステ
ップ２６０１において、セグメント管理情報２１０３、
および、セグメント２０００が割当られていないものが
あれば、ステップ２６０２で、必要なセグメント管理情
報２１０３、および、セグメント２０００を確保する。
このとき、セグメント管理情報２１０３の使用中フラグ
２５０４をオンにする。
要求を受け付けると、まず、ライト要求の対象の論理レ
コード１７００が、ディスク装置１３０４上でどのデー
タレコード１５００に割り当てられているかチェックす
る（ステップ２６００）。ライト要求の対象の論理レコ
ード１７００がどのデータレコード１５００に割り当て
られているかは、ディレクトリ１３０９のマッピング情
報２１００を参照することによりチェックすることがで
きる。次に、そのデータレコード１５００のためにセグ
メント管理情報２１０３と、キャッシュ１３０８のセグ
メント２０００が割り当てられているかどうか判断する
（ステップ２６０１）。この判断は、まず、ディレクト
リ１３０９のキャッシュ割当情報２１０２を参照して、
ステップ２６００で求めたデータレコードに対応してセ
グメント管理情報２１０３が割り当てられているか調べ
る。セグメント管理情報２１０３が割り当てられている
場合には、さらに、そのセグメント管理情報２１０３の
更新前セグメントポインタ２５０１で示されるセグメン
ト２０００が割当てられているかどうか判断する。ステ
ップ２６０１において、セグメント管理情報２１０３、
および、セグメント２０００が割当られていないものが
あれば、ステップ２６０２で、必要なセグメント管理情
報２１０３、および、セグメント２０００を確保する。
このとき、セグメント管理情報２１０３の使用中フラグ
２５０４をオンにする。
【００４５】続いて、不揮発性メモリ１４００にライト
データを書き込むかどうかを判断し（ステップ２６０
３）、不揮発性メモリ１４００にもライトデータを書き
込む場合には、ステップ２６０１、２６０２と同様の処
理を、不揮発性メモリ管理情報１４０１を参照して実行
する（ステップ２６０４、２６０５）。
データを書き込むかどうかを判断し（ステップ２６０
３）、不揮発性メモリ１４００にもライトデータを書き
込む場合には、ステップ２６０１、２６０２と同様の処
理を、不揮発性メモリ管理情報１４０１を参照して実行
する（ステップ２６０４、２６０５）。
【００４６】ステップ２６０３で不揮発性メモリ１４０
０にライトデータを書き込まないと判断したとき、ある
いは、ステップ２６０４、２６０５の処理の終了後、処
理装置１３００から受け取ったライトデータをキャッシ
ュ１３０８のセグメント２０００に格納する（ステップ
２６０６）。また、このとき、ステップ２６０３で、不
揮発性メモリ１４００にライトデータを書き込むと判断
した場合は、不揮発性メモリ１４００にもそのレコード
を格納する。そして、格納したセグメント２０００に対
応するセグメント管理情報２１０３の管理情報を更新す
る。
０にライトデータを書き込まないと判断したとき、ある
いは、ステップ２６０４、２６０５の処理の終了後、処
理装置１３００から受け取ったライトデータをキャッシ
ュ１３０８のセグメント２０００に格納する（ステップ
２６０６）。また、このとき、ステップ２６０３で、不
揮発性メモリ１４００にライトデータを書き込むと判断
した場合は、不揮発性メモリ１４００にもそのレコード
を格納する。そして、格納したセグメント２０００に対
応するセグメント管理情報２１０３の管理情報を更新す
る。
【００４７】以上のようにして論理レコードが更新され
ると、パリティ生成スケジュール部１００は、論理レコ
ードの更新値をどのデータレコードに割り当てるととも
に、パリティレコードの更新値を如何に生成するか決定
する。パリティ生成スケジュール部１００によるこのよ
うな処理は、ライト要求受付部１０１による処理装置１
３００からのライト要求の受け付けとは非同期で（独立
して）行われる。図１５にパリティ生成スケジュール部
１００の処理フローを示す。
ると、パリティ生成スケジュール部１００は、論理レコ
ードの更新値をどのデータレコードに割り当てるととも
に、パリティレコードの更新値を如何に生成するか決定
する。パリティ生成スケジュール部１００によるこのよ
うな処理は、ライト要求受付部１０１による処理装置１
３００からのライト要求の受け付けとは非同期で（独立
して）行われる。図１５にパリティ生成スケジュール部
１００の処理フローを示す。
【００４８】パリティ生成スケジュール部１００は、ま
ず、それに属する全てのデータレコードが空いている状
態にあるパリティグループの有無を調べる（ステップ２
７００）。ここで、データレコードが空いている状態と
は、論理レコードが割り当てられていない状態であるこ
とを言う。すべてのデータレコード１５００が空いてい
る状態のパリティグループがあれば、このパリティグル
ープについてパリティレコードの更新値の作成をスケジ
ュールすることとし、ステップ２７０２ヘジャンプす
る。全てのデータレコードが空き状態のパリティグルー
プが存在しない場合には、パリティレコードに更新値の
作成が必要なデータレコード１５００を探す（ステップ
２７０１）。パリティレコードの更新値の作成が必要な
データレコードを見出すと、このデータレコードの属す
るパリティグループについてパリティレコードの更新値
の作成をスケジュールすることとする。
ず、それに属する全てのデータレコードが空いている状
態にあるパリティグループの有無を調べる（ステップ２
７００）。ここで、データレコードが空いている状態と
は、論理レコードが割り当てられていない状態であるこ
とを言う。すべてのデータレコード１５００が空いてい
る状態のパリティグループがあれば、このパリティグル
ープについてパリティレコードの更新値の作成をスケジ
ュールすることとし、ステップ２７０２ヘジャンプす
る。全てのデータレコードが空き状態のパリティグルー
プが存在しない場合には、パリティレコードに更新値の
作成が必要なデータレコード１５００を探す（ステップ
２７０１）。パリティレコードの更新値の作成が必要な
データレコードを見出すと、このデータレコードの属す
るパリティグループについてパリティレコードの更新値
の作成をスケジュールすることとする。
【００４９】ステップ２７０２では、パリティレコード
の更新値を格納するために、キャッシュ１３０８のセグ
メント２０００、および、必要があれば、セグメント管
理情報２１０３を確保する。この時、セグメント管理情
報２１０３の使用中フラグ２５０４をオンにする。な
お、セグメント管理情報２１０３の更新前セグメントポ
インタ２５００が、確保したセグメント２０００を示す
ようにする。
の更新値を格納するために、キャッシュ１３０８のセグ
メント２０００、および、必要があれば、セグメント管
理情報２１０３を確保する。この時、セグメント管理情
報２１０３の使用中フラグ２５０４をオンにする。な
お、セグメント管理情報２１０３の更新前セグメントポ
インタ２５００が、確保したセグメント２０００を示す
ようにする。
【００５０】このようにして、パリティレコードの更新
値の作成のスケジュールするパリティグループが決まる
と、続いて、このパリティグループ内に、論理レコード
を割り当てていないデータレコードの有無を調べる（ス
テップ２７０３）。もし、論理レコードの割り当てられ
ていないデータレコードがなければ、ステップ２７０６
へジャンプする。該当するデータレコードがあれば、そ
のデータレコードに対して割り当てる論理レコードを探
す（ステップ２７０４）。ここで探し出す論理レコード
は、他のパリティグループのデータレコードに割り当て
られており、処理装置１３００により更新されている論
理レコードであって、かつ、その論理レコードが割り当
てられているデータレコードに対応するパリティレコー
ドに、更新値の作成が必要なものである。なおこのと
き、各ディスク装置１３０４の全体を探索するのではな
く、探索の範囲を各ディスク装置１３０４の一定の範囲
に限定してもよい。探索の範囲を限定することにより、
論理レコードの番号が近いものを、ディスク装置１３０
４内で近い場所に配置することができ、論理レコードの
番号順にリード／ライト処理が実行されるシーケンシャ
ル処理を高速に処理できるようになる。
値の作成のスケジュールするパリティグループが決まる
と、続いて、このパリティグループ内に、論理レコード
を割り当てていないデータレコードの有無を調べる（ス
テップ２７０３）。もし、論理レコードの割り当てられ
ていないデータレコードがなければ、ステップ２７０６
へジャンプする。該当するデータレコードがあれば、そ
のデータレコードに対して割り当てる論理レコードを探
す（ステップ２７０４）。ここで探し出す論理レコード
は、他のパリティグループのデータレコードに割り当て
られており、処理装置１３００により更新されている論
理レコードであって、かつ、その論理レコードが割り当
てられているデータレコードに対応するパリティレコー
ドに、更新値の作成が必要なものである。なおこのと
き、各ディスク装置１３０４の全体を探索するのではな
く、探索の範囲を各ディスク装置１３０４の一定の範囲
に限定してもよい。探索の範囲を限定することにより、
論理レコードの番号が近いものを、ディスク装置１３０
４内で近い場所に配置することができ、論理レコードの
番号順にリード／ライト処理が実行されるシーケンシャ
ル処理を高速に処理できるようになる。
【００５１】次に、論理レコードを割り当てていないデ
ータレコードに対し、ステップ２７０４で見出した論理
レコードを割当て直す（ステップ２７０５）。この処理
によるセグメント管理情報２１０３の状態の変化の様子
を図１６に示す。なおここでは、スケジュール対象とす
るパリティグループを、パリティグループ“ｆ”とし、
パリティグループ“ｆ”の中で、論理レコードを割り当
てていないデータレコードを、データレコード“ｊ”、
データレコード“ｋ”とする。また、パリティグループ
“ｆ”には属さないデータレコードの中で、論理レコー
ドの更新値を受け取っているデータレコードとしてデー
タレコード“ｇ”、データレコード“ｈ”があるものと
する。ステップ２７０５では、図１６に示すように、デ
ータレコード“ｇ”、データレコード“ｈ”に対応して
いるセグメント管理情報２１０３−ｇ、２１０３−ｈの
更新前セグメントポインタ２５００によりポイントされ
ているセグメント２０００−ｇ、２０００−ｈが、デー
タレコード“ｊ”、データレコード“ｋ”に対応してい
るセグメント管理情報２１０３−ｊ、２１０３−ｋの更
新前セグメントポインタ２５００によりポイントされる
ようにする。すなわち、セグメント管理情報２１０３−
ｇの更新前セグメントポインタ２５００の値を、セグメ
ント管理情報２１０３−ｊの更新前セグメントポインタ
２５００にコピーし、セグメント管理情報２１０３−ｇ
の更新前セグメントポインタ２５００をＮｕｌｌにす
る。同様にして、セグメント管理情報２１０３−ｈの更
新前セグメントポインタ２５００の値を、セグメント管
理情報２１０３−ｋの更新前セグメントポインタ２５０
０にコピーし、セグメント管理情報２１０３−ｈの更新
前セグメントポインタ２５００をＮｕｌｌにする。さら
に、この割当変更に対応して、マッピング情報２１０
０、データレコード割当情報２１０１を更新する。
ータレコードに対し、ステップ２７０４で見出した論理
レコードを割当て直す（ステップ２７０５）。この処理
によるセグメント管理情報２１０３の状態の変化の様子
を図１６に示す。なおここでは、スケジュール対象とす
るパリティグループを、パリティグループ“ｆ”とし、
パリティグループ“ｆ”の中で、論理レコードを割り当
てていないデータレコードを、データレコード“ｊ”、
データレコード“ｋ”とする。また、パリティグループ
“ｆ”には属さないデータレコードの中で、論理レコー
ドの更新値を受け取っているデータレコードとしてデー
タレコード“ｇ”、データレコード“ｈ”があるものと
する。ステップ２７０５では、図１６に示すように、デ
ータレコード“ｇ”、データレコード“ｈ”に対応して
いるセグメント管理情報２１０３−ｇ、２１０３−ｈの
更新前セグメントポインタ２５００によりポイントされ
ているセグメント２０００−ｇ、２０００−ｈが、デー
タレコード“ｊ”、データレコード“ｋ”に対応してい
るセグメント管理情報２１０３−ｊ、２１０３−ｋの更
新前セグメントポインタ２５００によりポイントされる
ようにする。すなわち、セグメント管理情報２１０３−
ｇの更新前セグメントポインタ２５００の値を、セグメ
ント管理情報２１０３−ｊの更新前セグメントポインタ
２５００にコピーし、セグメント管理情報２１０３−ｇ
の更新前セグメントポインタ２５００をＮｕｌｌにす
る。同様にして、セグメント管理情報２１０３−ｈの更
新前セグメントポインタ２５００の値を、セグメント管
理情報２１０３−ｋの更新前セグメントポインタ２５０
０にコピーし、セグメント管理情報２１０３−ｈの更新
前セグメントポインタ２５００をＮｕｌｌにする。さら
に、この割当変更に対応して、マッピング情報２１０
０、データレコード割当情報２１０１を更新する。
【００５２】スケジュール対象として決定したパリティ
グループ内に空きデータレコードがなくなると、このパ
リティグループに属するパリティレコードのキャッシュ
１３０８への格納状況を調べ、パリティレコードの更新
値の作成に用いる情報を決定する（ステップ２７０
６）。パリティレコードの更新値は次のうちのいずれか
の情報により作成できる。
グループ内に空きデータレコードがなくなると、このパ
リティグループに属するパリティレコードのキャッシュ
１３０８への格納状況を調べ、パリティレコードの更新
値の作成に用いる情報を決定する（ステップ２７０
６）。パリティレコードの更新値は次のうちのいずれか
の情報により作成できる。
【００５３】（１）パリティグループ内のすべてのデー
タレコードの最新値。この場合、パリティレコードの更
新を必要とする値をもたないデータレコード（ディスク
装置１３０４に書き込まれた後更新されていないデータ
レコード）の値も必要となる。 （２）データレコードの更新値と更新前の値、及びパリ
ティレコードの更新前の値。
タレコードの最新値。この場合、パリティレコードの更
新を必要とする値をもたないデータレコード（ディスク
装置１３０４に書き込まれた後更新されていないデータ
レコード）の値も必要となる。 （２）データレコードの更新値と更新前の値、及びパリ
ティレコードの更新前の値。
【００５４】ここでは、（１）、（２）の情報の中で、
キャッシュ１３０８に格納されていない情報が少ない方
を、パリティレコードの更新値作成に用いる情報として
決定する。これにより、ディスク装置１３０４からのロ
ード処理を削減することができる。なお、このとき、パ
リティレコードの更新値作成に用いると決定した情報を
格納している物理レコードに対応するセグメント管理情
報２１０３の使用中フラグ２５０４をオンにする。
キャッシュ１３０８に格納されていない情報が少ない方
を、パリティレコードの更新値作成に用いる情報として
決定する。これにより、ディスク装置１３０４からのロ
ード処理を削減することができる。なお、このとき、パ
リティレコードの更新値作成に用いると決定した情報を
格納している物理レコードに対応するセグメント管理情
報２１０３の使用中フラグ２５０４をオンにする。
【００５５】次に、ステップ２７０７で、ステップ２７
０６でパリティレコードの更新値の作成に用いることを
決定した情報の中で、キャッシュ１３０８に保持されて
いない情報があるかチェックする。必要な全ての情報が
キャッシュ１３０８に保持されていれば、ステップ２７
１０ヘジャンプする。キャッシュ１３０８に保持されて
いない情報があれば、その情報をキャッシュ１３０８に
格納するために、キャッシュ１３０８内のセグメント２
０００、および、必要があれば、セグメント管理情報２
１０３を確保する（２７０８）。このとき、確保したセ
グメント管理情報２１０３の使用中フラグ２５０４をオ
ンにする。また、セグメント管理情報２１０３の更新後
セグメントポインタ２５０１が、確保したセグメント２
０００を示すようにする。その後、ロード処理部によ
り、必要な情報をディスク装置１３０４から読み出し
て、確保したセグメント２０００に格納する（ステップ
２７０９）。
０６でパリティレコードの更新値の作成に用いることを
決定した情報の中で、キャッシュ１３０８に保持されて
いない情報があるかチェックする。必要な全ての情報が
キャッシュ１３０８に保持されていれば、ステップ２７
１０ヘジャンプする。キャッシュ１３０８に保持されて
いない情報があれば、その情報をキャッシュ１３０８に
格納するために、キャッシュ１３０８内のセグメント２
０００、および、必要があれば、セグメント管理情報２
１０３を確保する（２７０８）。このとき、確保したセ
グメント管理情報２１０３の使用中フラグ２５０４をオ
ンにする。また、セグメント管理情報２１０３の更新後
セグメントポインタ２５０１が、確保したセグメント２
０００を示すようにする。その後、ロード処理部によ
り、必要な情報をディスク装置１３０４から読み出し
て、確保したセグメント２０００に格納する（ステップ
２７０９）。
【００５６】ステップ２７１０では、パリティ生成部１
０３により、先に決定した情報を用いてパリティレコー
ドの更新値を作成する。パリティレコードの更新値を作
成すると、更新値を持つデータレコード、及びパリティ
レコードに対応しているセグメント管理情報２１０３の
更新前セグメントポインタ２５００の値を、更新後セグ
メントポインタ２５０１に移し、更新値を格納している
セグメント２００が更新後セグメントポインタ２５０１
によってポイントされるようにする（ステップ２７１
１）。この様子を図１７に示す。具体的には、更新値を
格納しているセグメント２０００を更新後セグメントポ
インタ２５０１が示すようにし、それまで、更新値を格
納したセグメント２０００−ｍを示していた更新前セグ
メントポインタ２５００にＮｕｌｌを格納する。なお、
このとき、更新値を持つセグメント２０００の内容をデ
ィスク装置１３０４に書き込むために、ダーティフラグ
２５０２をオンにする。また、パリティレコード１５０
１の更新値を作成するのに使用したデータレコード（更
新値を持たないもの）に対応しているセグメント管理情
報２１０３の使用中フラグ２５０４をオフにする。
０３により、先に決定した情報を用いてパリティレコー
ドの更新値を作成する。パリティレコードの更新値を作
成すると、更新値を持つデータレコード、及びパリティ
レコードに対応しているセグメント管理情報２１０３の
更新前セグメントポインタ２５００の値を、更新後セグ
メントポインタ２５０１に移し、更新値を格納している
セグメント２００が更新後セグメントポインタ２５０１
によってポイントされるようにする（ステップ２７１
１）。この様子を図１７に示す。具体的には、更新値を
格納しているセグメント２０００を更新後セグメントポ
インタ２５０１が示すようにし、それまで、更新値を格
納したセグメント２０００−ｍを示していた更新前セグ
メントポインタ２５００にＮｕｌｌを格納する。なお、
このとき、更新値を持つセグメント２０００の内容をデ
ィスク装置１３０４に書き込むために、ダーティフラグ
２５０２をオンにする。また、パリティレコード１５０
１の更新値を作成するのに使用したデータレコード（更
新値を持たないもの）に対応しているセグメント管理情
報２１０３の使用中フラグ２５０４をオフにする。
【００５７】最後に、デステージ処理部１０４により論
理レコードの更新値、及びパリティレコードの更新値を
ディスク装置１３０４に書き込み処理を終える（ステッ
プ２７１２）。
理レコードの更新値、及びパリティレコードの更新値を
ディスク装置１３０４に書き込み処理を終える（ステッ
プ２７１２）。
【００５８】以上説明した処理による流れが、図１３に
おいて、矢印〜により示されている。矢印は、処
理装置１３００からのライト要求に応じて、論理レコー
ドｃ、及び論理レコードｅの更新値がキャッシュに格納
されることを示している。矢印は、ステップ２７０５
による論理レコードの割り当ての変更を示している。な
お、上述したように、論理レコードの割り当ての変更
は、その内容が更新値ｅに変更されたデータレコードの
セグメント管理情報の更新前セグメントポインタを更新
するだけでよく、更新値ｅを格納したセグメントを移動
する必要はない。矢印は、パリティレコードの更新値
を作成するに当たって、キャッシュ１３０８に格納され
ていない必要な情報が、ステップ２７０９においてロー
ドされる様子を示している。矢印は、ステップ２７１
０におけるパリティレコードの更新時のデータの流れを
示している。また、矢印は、ステップ２７１２におけ
るデステージ処理によりデータレコード、パリティレコ
ードがディスク装置１３０４に格納される様子を示して
いる。
おいて、矢印〜により示されている。矢印は、処
理装置１３００からのライト要求に応じて、論理レコー
ドｃ、及び論理レコードｅの更新値がキャッシュに格納
されることを示している。矢印は、ステップ２７０５
による論理レコードの割り当ての変更を示している。な
お、上述したように、論理レコードの割り当ての変更
は、その内容が更新値ｅに変更されたデータレコードの
セグメント管理情報の更新前セグメントポインタを更新
するだけでよく、更新値ｅを格納したセグメントを移動
する必要はない。矢印は、パリティレコードの更新値
を作成するに当たって、キャッシュ１３０８に格納され
ていない必要な情報が、ステップ２７０９においてロー
ドされる様子を示している。矢印は、ステップ２７１
０におけるパリティレコードの更新時のデータの流れを
示している。また、矢印は、ステップ２７１２におけ
るデステージ処理によりデータレコード、パリティレコ
ードがディスク装置１３０４に格納される様子を示して
いる。
【００５９】以上説明した実施例では、ディスク装置と
処理装置との間に接続される制御装置を備えたシステム
を例に説明したが、本発明は、このようなシステムに限
らず、処理装置とディスク装置とが制御装置を介さず
に、直接接続されているようなシステムにも適用するこ
とができる。このような構成のシステムの一例を第２の
実施例として図１８に示す。本実施例では、キャッシュ
１３０８、ディレクトリ１３０４は、処理装置１３００
の主記憶１３０２上に実現される。主記憶１３０２は、
不揮発化されていても、いなくても本発明を実施するに
当たっては特に問題がない。
処理装置との間に接続される制御装置を備えたシステム
を例に説明したが、本発明は、このようなシステムに限
らず、処理装置とディスク装置とが制御装置を介さず
に、直接接続されているようなシステムにも適用するこ
とができる。このような構成のシステムの一例を第２の
実施例として図１８に示す。本実施例では、キャッシュ
１３０８、ディレクトリ１３０４は、処理装置１３００
の主記憶１３０２上に実現される。主記憶１３０２は、
不揮発化されていても、いなくても本発明を実施するに
当たっては特に問題がない。
【００６０】図１８に示すように処理装置１３００上で
は、応用プログラム３００と管理プログラム３０１が実
行される。第１の実施例においてディスク制御プロセッ
サが備えていた、キャッシュ１３０８、ディレクトリ１
３０９、および、パリティグループ等の管理機能は、管
理プログラム３０１がもつ。また、本実施例では、応用
プログラム３００が論理レコードのリード／ライトを要
求し、管理プログラム３０１が論理レコードとディスク
装置に格納されるデータレコードのマッピングを行う。
すなわち、図２における処理装置１３００が、図１９で
は、応用プログラム３００に相当し、制御装置１３０５
が、管理プログラム３０１に相当する。したがって、管
理プログラム３０１は、応用プログラム３００からのラ
イト要求によるデータを、キャッシュ１３０８に格納し
た段階で完了させる。ディスク装置１３０４へのデータ
の書き込みは、後から、管理プログラム３００の制御に
より実行される。本実施例におけるディレクトリ１３０
９、キャッシュ１３０８等の具体的な構成は、第１の実
施例のものをそのまま適用することができる。また、本
実施例において管理プログラムにより行われる処理は、
先に説明した第１の実施例におけるディスク制御プロセ
ッサのそれと同様であり、ここでは特に説明は省略す
る。
は、応用プログラム３００と管理プログラム３０１が実
行される。第１の実施例においてディスク制御プロセッ
サが備えていた、キャッシュ１３０８、ディレクトリ１
３０９、および、パリティグループ等の管理機能は、管
理プログラム３０１がもつ。また、本実施例では、応用
プログラム３００が論理レコードのリード／ライトを要
求し、管理プログラム３０１が論理レコードとディスク
装置に格納されるデータレコードのマッピングを行う。
すなわち、図２における処理装置１３００が、図１９で
は、応用プログラム３００に相当し、制御装置１３０５
が、管理プログラム３０１に相当する。したがって、管
理プログラム３０１は、応用プログラム３００からのラ
イト要求によるデータを、キャッシュ１３０８に格納し
た段階で完了させる。ディスク装置１３０４へのデータ
の書き込みは、後から、管理プログラム３００の制御に
より実行される。本実施例におけるディレクトリ１３０
９、キャッシュ１３０８等の具体的な構成は、第１の実
施例のものをそのまま適用することができる。また、本
実施例において管理プログラムにより行われる処理は、
先に説明した第１の実施例におけるディスク制御プロセ
ッサのそれと同様であり、ここでは特に説明は省略す
る。
【００６１】
【発明の効果】本発明によれば、ディスクアレイにおい
て、各ディスク装置に、余分なレコードを設けることに
より、パリティの更新値を作成するのに必要な情報を読
出す回数、パリティをディスク装置に書き込む回数を削
減できる。また、本発明の場合、未割当て状態の領域が
１つでもあれば、それを有効に利用できるため、パリテ
ィグループ内のすべてのデータレコードを空いた状態に
するといった特別な処理を実行させる必要はない。
て、各ディスク装置に、余分なレコードを設けることに
より、パリティの更新値を作成するのに必要な情報を読
出す回数、パリティをディスク装置に書き込む回数を削
減できる。また、本発明の場合、未割当て状態の領域が
１つでもあれば、それを有効に利用できるため、パリテ
ィグループ内のすべてのデータレコードを空いた状態に
するといった特別な処理を実行させる必要はない。
【図１】第１の実施例における計算機システムの構成
図。
図。
【図２】レコードの定義図。
【図３】ディスクアレイにおけるパリティグループの概
念図。
念図。
【図４】マッピングの変更の概念図。
【図５】キャッシュメモリの論理的な構成図。
【図６】ディレクトリの論理的な構成図。
【図７】マッピング情報の論理的な構成図。
【図８】データレコード割り当て情報の構成図。
【図９】キャッシュ割当て情報の構成図。
【図１０】セグメント管理情報の構成図。
【図１１】空きセグメントキューの構成図。
【図１２】空きセグメント管理情報キューの構成図。
【図１３】パリティレコードの更新値作成処理における
データの流れを示すデータフロー図。
データの流れを示すデータフロー図。
【図１４】ライト要求受付時の処理フローチャート。
【図１５】パリティレコードの更新値作成時の処理フロ
ーチャート。
ーチャート。
【図１６】論理レコードの割当て変更時のセグメント管
理情報の変化の様子を示す概念図。
理情報の変化の様子を示す概念図。
【図１７】セグメントの切り替え時のセグメント管理情
報の変化の様子を示す概念図。
報の変化の様子を示す概念図。
【図１８】第２の実施例における計算機システムの構成
図。
図。
１００…パリティ生成スケジュール部、１０１…ライト
要求受付部、１０２…ロード処理部、１０３…パリティ
生成部、１０４…デステージ処理部、３００…応用プロ
グラム、３０１…管理プログラム、１３００…処理装
置、１３０４…ディスク装置、１３０５…制御装置、１
３０８…キャッシュメモリ、１３０９…ディレクトリ、
１４００…不揮発性メモリ、１４０１…不揮発性メモリ
管理情報、１５００…データレコード、１５０１…パリ
ティレコード、１５０２…物理レコード、１６００…パ
リティレコード、１７００…論理レコード、１７０１…
レコード、２０００…セグメント、２１００…マッピン
グ情報、２１０１…データレコード割当情報、２１０２
…キャッシュ割当情報、２１０３…セグメント管理情
報、２１０４…空きセグメントキューポインタ、２１０
５…空きセグメント管理情報。
要求受付部、１０２…ロード処理部、１０３…パリティ
生成部、１０４…デステージ処理部、３００…応用プロ
グラム、３０１…管理プログラム、１３００…処理装
置、１３０４…ディスク装置、１３０５…制御装置、１
３０８…キャッシュメモリ、１３０９…ディレクトリ、
１４００…不揮発性メモリ、１４０１…不揮発性メモリ
管理情報、１５００…データレコード、１５０１…パリ
ティレコード、１５０２…物理レコード、１６００…パ
リティレコード、１７００…論理レコード、１７０１…
レコード、２０００…セグメント、２１００…マッピン
グ情報、２１０１…データレコード割当情報、２１０２
…キャッシュ割当情報、２１０３…セグメント管理情
報、２１０４…空きセグメントキューポインタ、２１０
５…空きセグメント管理情報。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 佐藤 孝夫 神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地 株 式会社日立製作所システム開発研究所内
Claims (15)
- 【請求項１】複数の格納領域から構成される複数台の記
憶装置とキャッシュメモリを有する制御装置とから構成
され、前記格納領域にｍ個（ｍ≧１）のデータ格納領域
と、前記ｍ個のデータ格納領域に格納されたデータの回
復に用いられる冗長データを格納するｎ個（ｎ≧１）の
冗長データ格納領域から構成される複数の格納領域グル
ープを有し、前記ｍ個のデータ格納領域と前記ｎ個の冗
長データ格納領域をそれぞれ別々の記憶装置に配置し、
前記ｍ個のデータ格納領域として、処理装置がリード／
ライトするデータを割り当てた状態にあるものと割り当
てていない状態にあるものとをもつ記憶装置システムで
あって、前記制御装置に、 前記処理装置からのライト要求に応じて、前記処理装置
から、ライト要求で指定されたレコードに対するライト
データを受けとり前記キャッシュメモリに格納し、前記
ライト要求の完了を報告する手段と、 前記キャッシュメモリ内に前記処理装置から受け取った
ライトデータが存在するかどうかをサーチし、前記冗長
データを作成すべき格納領域グループを決定する手段
と、 前記決定手段が冗長データの作成を決定した格納領域グ
ループ内のデータ格納領域を、前記処理装置がリード／
ライトするデータを割り当てている状態と、割り当てて
いない状態にあるデータ格納領域に分類する手段と、 前記冗長データの作成を決定した格納領域グループに属
さないデータ格納領域の中で、前記冗長データを作成す
べき前記処理装置から受け取ったライトデータを有する
データ格納領域を探す手段と、 前記探す手段により探しだされた冗長データを作成すべ
き前記処理装置から受け取ったライトデータを有するデ
ータ格納領域に受け取った前記ライトデータを、前記分
類する手段により前記処理装置がリード／ライトするデ
ータを割り当てていない状態にあると分類されたデータ
格納領域に格納することを決定する手段を有することを
特徴とする記憶装置システム。 - 【請求項２】請求項１記載の記憶装置システムにおい
て、さらに、格納領域グループ内の全てのデータ格納領
域が前記処理装置がリード／ライトするデータを割り当
てていない状態にある格納領域グループを探し、その格
納領域グループを前記冗長データを作成すべき格納領域
グループとして決定する手段を有することを特徴とする
記憶装置システム。 - 【請求項３】請求項１記載の記憶装置システムにおい
て、前記探す手段は、前記冗長データの作成を決定した
前記格納領域グループに属さない前記データ格納領域の
中で、前記冗長データを作成すべき前記処理装置から受
け取ったライトデータを有する格納領域を、前記記憶装
置の一定の範囲の格納領域から探すことを特徴とする記
憶装置システム。 - 【請求項４】複数の格納領域から構成される複数台の記
憶装置と該記憶装置に記憶すべきデータを一時的に保持
するキャッシュメモリを有する処理装置とから構成さ
れ、前記格納領域にｍ個（ｍ≧１）のデータ格納領域
と、前記ｍ個格納領域に格納されたデータを回復するた
めの冗長データを格納するｎ個（ｎ≧１）の冗長データ
格納領域から構成される複数の格納領域グループを有
し、前記ｍ個のデータ格納領域と前記ｎ個の冗長データ
格納領域をそれぞれ別々の記憶装置に配置し、前記デー
タ格納領域は、前記処理装置上で実行される応用プログ
ラムがリード／ライトするデータを割り当てた状態と割
り当てていない状態をもつ計算機システムであって、前
記処理装置に、 前記応用プログラムからのライト要求に応じて、該ライ
ト要求で指定されたレコードに対するライトデータを受
けとり前記キャッシュメモリに格納する手段と、 前記キャッシュメモリ内に格納されている前記応用プロ
グラムから受け取ったライトデータが存在するかどうか
をサーチし、冗長データを作成すべき格納領域グループ
を決定する手段と、 前記決定手段が冗長データの作成を決定した格納領域グ
ループ内の前記データ格納領域を、前記応用プログラム
がリード／ライトするデータを割り当てている状態と、
割り当てていない状態にあるデータ格納領域に分類する
手段と、 前記冗長データの作成を決定した格納領域グループに属
さないデータ格納領域の中で、冗長データを作成すべき
前記応用プログラムから受け取ったライトデータを有す
るデータ格納領域を探す手段と、 前記探す手段が探しだしたデータ格納領域に受け取った
ライトデータを、前記分類手段が前記応用プログラムが
リード／ライトするデータを割り当てていない状態にあ
ると分類したデータ格納領域に格納することを決定する
手段を有することを特徴とする計算機システム。 - 【請求項５】請求項４記載の計算機システムにおいて、
前記処理装置は、さらに、格納領域グループ内の全ての
データ格納領域が前記応用プログラムがリード／ライト
するデータを割り当てていない状態にある格納領域グル
ープを探し、該格納領域グループを前記冗長データを作
成すべき格納領域グループとして決定する手段を有する
ことを特徴とする計算機システム。 - 【請求項６】請求項４記載の計算機システムにおいて、
前記探す手段は、前記冗長データの作成を決定した前記
格納領域グループに属さない前記データ格納領域の中
で、前記冗長データを作成すべき前記応用プログラムか
ら受け取ったライトデータを有するデータ格納領域を、
前記記憶装置の一定の範囲の格納領域から探すことを特
徴とする計算機システム。 - 【請求項７】複数の格納領域から構成される複数台の記
憶装置とキャッシュメモリを有する制御装置から構成さ
れ、前記格納領域にｍ個（ｍ≧１）のデータ格納領域
と、前記ｍ個のデータ格納領域に格納されたデータを回
復するための冗長データを格納するｎ個（ｎ≧１）の冗
長データ格納領域から構成される複数の格納領域グルー
プを有し、前記ｍ個のデータ格納領域と前記ｎ個の冗長
データ格納領域をそれぞれ別々の記憶装置に配置し、前
記データ格納領域は、処理装置がリード／ライトするデ
ータを割り当てた状態と割り当てていない状態をもつ記
憶装置システムにおいて前記制御装置により実行される
制御方法であって、 前記処理装置からのライト要求に応じて、前記ライト要
求で指定されたレコードに対するライトデータを受け取
って前記キャッシュメモリに格納し、前記処理装置に前
記ライト要求の完了を報告するステップと、 前記キャッシュメモリ内に格納された前記処理装置から
のライトデータの存在をサーチし、冗長データを作成す
べき格納領域グループを決定するステップと、 前記冗長データの作成を決定した前記格納領域グループ
内のデータ格納領域を、前記処理装置がリード／ライト
するデータを割り当てている状態と、割り当てていない
状態にあるデータ格納領域に分類するステップと、 前記冗長データの作成を決定した前記格納領域グループ
に属さない前記データ格納領域の中で、前記冗長データ
を作成すべき前記処理装置から受け取ったライトデータ
を有するデータ格納領域を探すステップと、 前記探すステップで探しだされたデータ格納領域に受け
取ったライトデータを、前記処理装置がリード／ライト
するデータを割り当てていない状態にあると分類したデ
ータ格納領域に格納することを決定するステップを有す
ることを特徴とする記憶装置システムの制御方法。 - 【請求項８】前記決定するステップ以降の処理が、前記
処理装置からのリード／ライト要求から独立して実行さ
れることを特徴とする請求項７記載の記憶装置システム
の制御方法。 - 【請求項９】複数の格納領域から構成される複数台の記
憶装置と該記憶装置に記憶すべきデータを一時的に保持
するキャッシュメモリを有する処理装置とから構成さ
れ、前記格納領域にｍ個（ｍ≧１）のデータ格納領域
と、前記ｍ個のデータ格納領域に格納されたデータの回
復に用いられる冗長データを格納するｎ個（ｎ≧１）の
冗長データ格納領域から構成される複数の格納領域グル
ープを有し、前記ｍ個のデータ格納領域と前記ｎ個の冗
長データ格納領域をそれぞれ別々の記憶装置に配置し、
前記データ格納領域は、前記処理装置上で実行される応
用プログラムがリード／ライトするデータを割り当てた
状態と割り当てていない状態をもつ計算機システムの記
憶制御方法であって、 前記応用プログラムから発行されたライト要求に応じ
て、前記ライト要求で指定されたレコードに対するライ
トデータを受け取って前記キャッシュメモリに格納し、
前記ライト要求の完了を報告するステップと、 前記キャッシュメモリ内に格納された前記応用プログラ
ムから受け取ったライトデータが存在するかどうかをサ
ーチし、前記冗長データを作成すべき格納領域グループ
を決定するステップと、 前記冗長データの作成を決定した前記格納領域グループ
内のデータ格納領域を、前記応用プログラムがリード／
ライトするデータを割り当てている状態と、割り当てて
いない状態にあるデータ格納領域に分類するステップ
と、 前記冗長データの作成を決定した前記格納領域グループ
に属さない前記データ格納領域の中で、前記冗長データ
を作成すべき前記応用プログラムから受け取ったライト
データを有するデータ格納領域を探すステップと、 前記探すステップで探しだされたデータ格納領域に受け
取った前記ライトデータを、前記応用プログラムがリー
ド／ライトするデータを割り当てていない状態にあると
分類したデータ格納領域に格納することを決定するステ
ップを有することを特徴とする計算機システムの記憶制
御方法。 - 【請求項１０】前記決定するステップ以降の処理が、前
記処理装置からのリード／ライト要求から独立して実行
されることを特徴とする請求項９記載の記憶制御方法。 - 【請求項１１】複数のディスク装置と、該複数のディス
ク装置を制御し、前記ディスク装置に格納されているデ
ータの一部を保持するキャッシュメモリを有する制御装
置とからなり、処理装置がリード／ライトの対象とする
論理的なレコードが割り当てられるデータレコードと、
障害発生時にデータレコード内のデータを回復するため
に用いられるパリティレコードとで複数のパリティグル
ープを構成し、各パリティグループ内の各データレコー
ド及びパリティレコードをそれぞれ異なるディスク装置
に配置した記憶装置システムの制御方法において、 前記処理装置からのライト要求に応じて、該ライト要求
で指定された論理レコードの更新値を前記キャッシュメ
モリに格納し、 前記パリティグループの中で、それぞれに属するデータ
レコードの状態に応じてパリティレコードの作成を行う
べきパリティグループを決定し、 前記パリティレコードの作成を行うべきパリティグルー
プに属し、論理レコードに割り当てられていないデータ
レコードを識別し、 前記パリティレコードの作成を行うべきパリティグルー
プ以外のパリティグループに属するデータレコードに割
り当てられている論理レコードであって、その更新値が
前記キャッシュメモリに保持されている論理レコードに
割り当てるデータレコードを、前記識別ステップで識別
されたデータレコードに変更し、 前記パリティレコードの作成を行うべきパリティグルー
プの新たなパリティレコードを作成し、 前記パリティレコードの作成を行うべきパリティグルー
プ内のデータレコード及びパリティレコードを前記ディ
スク装置のそれぞれに格納することを特徴とする記憶装
置システムの制御方法。 - 【請求項１２】前記パリティグループを決定するステッ
プは、前記パリティグループの中で、全てのデータレコ
ードが論理レコードを割り当てられていない空き状態の
データレコードであるパリティグループを探索し、該探
索の結果得られたパリティグループの中から前記パリテ
ィレコードの作成を行うべきパリティグループを決定す
るステップと、前記探索の結果、該当するパリティグル
ープが存在しない場合に、更新値が前記キャッシュ内に
存在する論理レコードに割り当てられているデータレコ
ードを含むパリティグループの中から前記パリティレコ
ードの作成を行うべきパリティグループを決定するステ
ップとを含むことを特徴とする請求項１１記載の制御方
法。 - 【請求項１３】前記変更するステップは、その対象とな
る論理レコードを、前記パリティレコードの作成を行う
べきパリティグループ内のデータレコードの前記ディス
ク装置内での配置位置に対して所定の範囲内に配置され
ているデータレコードに割り当てられている論理レコー
ドの中から決定することを特徴とする請求項１１記載の
制御方法。 - 【請求項１４】前記更新値をキャッシュメモリに格納す
るステップは、前記更新値をキャッシュメモリに格納し
た後に、前記処理装置に対して、前記ライト要求に対す
る処理の完了を報告することを特徴とする請求項１１な
いし１３記載の制御方法。 - 【請求項１５】前記パリティグループを決定するステッ
プ以降のステップが、前記ライト要求に応じて実施され
る前記更新値をキャッシュメモリに格納するステップと
は独立したタイミングで実施されることを特徴とする請
求項１４記載の制御方法。
Priority Applications (4)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP19396694A JP3687111B2 (ja) | 1994-08-18 | 1994-08-18 | 記憶装置システムおよび記憶装置の制御方法 |
| US08/511,731 US5734813A (en) | 1994-08-18 | 1995-08-07 | Storage apparatus system for reallocating data records among parity groups |
| DE69519350T DE69519350T2 (de) | 1994-08-18 | 1995-08-17 | Speichergerät und Verfahren zu seiner Steuerung |
| EP95112951A EP0702301B1 (en) | 1994-08-18 | 1995-08-17 | Storage apparatus and method for its control |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP19396694A JP3687111B2 (ja) | 1994-08-18 | 1994-08-18 | 記憶装置システムおよび記憶装置の制御方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0863394A true JPH0863394A (ja) | 1996-03-08 |
| JP3687111B2 JP3687111B2 (ja) | 2005-08-24 |
Family
ID=16316735
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP19396694A Expired - Lifetime JP3687111B2 (ja) | 1994-08-18 | 1994-08-18 | 記憶装置システムおよび記憶装置の制御方法 |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5734813A (ja) |
| EP (1) | EP0702301B1 (ja) |
| JP (1) | JP3687111B2 (ja) |
| DE (1) | DE69519350T2 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2009015842A (ja) * | 2007-06-29 | 2009-01-22 | Seagate Technology Llc | 記憶システムにおけるプロセッサ・パートナリング |
Families Citing this family (8)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5544347A (en) * | 1990-09-24 | 1996-08-06 | Emc Corporation | Data storage system controlled remote data mirroring with respectively maintained data indices |
| US5680640A (en) | 1995-09-01 | 1997-10-21 | Emc Corporation | System for migrating data by selecting a first or second transfer means based on the status of a data element map initialized to a predetermined state |
| JP3713788B2 (ja) * | 1996-02-28 | 2005-11-09 | 株式会社日立製作所 | 記憶装置および記憶装置システム |
| US6021463A (en) * | 1997-09-02 | 2000-02-01 | International Business Machines Corporation | Method and means for efficiently managing update writes and fault tolerance in redundancy groups of addressable ECC-coded sectors in a DASD storage subsystem |
| US6289415B1 (en) * | 1998-12-23 | 2001-09-11 | At&T Corporation | System and method for storage media group parity protection |
| JP4462852B2 (ja) * | 2003-06-23 | 2010-05-12 | 株式会社日立製作所 | ストレージシステム及びストレージシステムの接続方法 |
| US7519629B2 (en) * | 2004-09-30 | 2009-04-14 | International Business Machines Corporation | System and method for tolerating multiple storage device failures in a storage system with constrained parity in-degree |
| US9569303B2 (en) * | 2014-08-08 | 2017-02-14 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Information processing apparatus |
Family Cites Families (23)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5124987A (en) * | 1990-04-16 | 1992-06-23 | Storage Technology Corporation | Logical track write scheduling system for a parallel disk drive array data storage subsystem |
| US5193184A (en) * | 1990-06-18 | 1993-03-09 | Storage Technology Corporation | Deleted data file space release system for a dynamically mapped virtual data storage subsystem |
| JPH0731582B2 (ja) * | 1990-06-21 | 1995-04-10 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレイション | パリティ保護データを回復するための方法および装置 |
| US5210866A (en) * | 1990-09-12 | 1993-05-11 | Storage Technology Corporation | Incremental disk backup system for a dynamically mapped data storage subsystem |
| US5155835A (en) * | 1990-11-19 | 1992-10-13 | Storage Technology Corporation | Multilevel, hierarchical, dynamically mapped data storage subsystem |
| US5542064A (en) * | 1991-11-21 | 1996-07-30 | Hitachi, Ltd. | Data read/write method by suitably selecting storage units in which multiple copies of identical data are stored and apparatus therefor |
| US5341381A (en) * | 1992-01-21 | 1994-08-23 | Tandem Computers, Incorporated | Redundant array parity caching system |
| US5394532A (en) * | 1992-04-15 | 1995-02-28 | Storage Technology Corporation | Disk drive array memory system having instant format capability |
| US5410667A (en) * | 1992-04-17 | 1995-04-25 | Storage Technology Corporation | Data record copy system for a disk drive array data storage subsystem |
| JP3183719B2 (ja) * | 1992-08-26 | 2001-07-09 | 三菱電機株式会社 | アレイ型記録装置 |
| US5581724A (en) * | 1992-10-19 | 1996-12-03 | Storage Technology Corporation | Dynamically mapped data storage subsystem having multiple open destage cylinders and method of managing that subsystem |
| US5416915A (en) * | 1992-12-11 | 1995-05-16 | International Business Machines Corporation | Method and system for minimizing seek affinity and enhancing write sensitivity in a DASD array |
| GB2273798A (en) * | 1992-12-22 | 1994-06-29 | Ibm | Cache system for disk array. |
| US5579474A (en) * | 1992-12-28 | 1996-11-26 | Hitachi, Ltd. | Disk array system and its control method |
| EP0612015A1 (en) * | 1993-02-16 | 1994-08-24 | International Business Machines Corporation | Improved disk array system having special parity groups for data blocks with high update activity |
| US5463765A (en) * | 1993-03-18 | 1995-10-31 | Hitachi, Ltd. | Disk array system, data writing method thereof, and fault recovering method |
| JP3249868B2 (ja) * | 1993-11-19 | 2002-01-21 | 株式会社日立製作所 | アレイ形式の記憶装置システム |
| US5600783A (en) * | 1993-11-30 | 1997-02-04 | Hitachi, Ltd. | Disc array system having disc storage devices dispersed on plural boards and accessible at withdrawal of part of the boards |
| US5530948A (en) * | 1993-12-30 | 1996-06-25 | International Business Machines Corporation | System and method for command queuing on raid levels 4 and 5 parity drives |
| US5537567A (en) * | 1994-03-14 | 1996-07-16 | International Business Machines Corporation | Parity block configuration in an array of storage devices |
| US5522032A (en) * | 1994-05-05 | 1996-05-28 | International Business Machines Corporation | Raid level 5 with free blocks parity cache |
| US5537534A (en) * | 1995-02-10 | 1996-07-16 | Hewlett-Packard Company | Disk array having redundant storage and methods for incrementally generating redundancy as data is written to the disk array |
| US5574882A (en) * | 1995-03-03 | 1996-11-12 | International Business Machines Corporation | System and method for identifying inconsistent parity in an array of storage |
-
1994
- 1994-08-18 JP JP19396694A patent/JP3687111B2/ja not_active Expired - Lifetime
-
1995
- 1995-08-07 US US08/511,731 patent/US5734813A/en not_active Expired - Lifetime
- 1995-08-17 DE DE69519350T patent/DE69519350T2/de not_active Expired - Lifetime
- 1995-08-17 EP EP95112951A patent/EP0702301B1/en not_active Expired - Lifetime
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2009015842A (ja) * | 2007-06-29 | 2009-01-22 | Seagate Technology Llc | 記憶システムにおけるプロセッサ・パートナリング |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP3687111B2 (ja) | 2005-08-24 |
| DE69519350T2 (de) | 2001-06-13 |
| EP0702301B1 (en) | 2000-11-08 |
| DE69519350D1 (de) | 2000-12-14 |
| EP0702301A1 (en) | 1996-03-20 |
| US5734813A (en) | 1998-03-31 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US5881311A (en) | Data storage subsystem with block based data management | |
| US5379391A (en) | Method and apparatus to access data records in a cache memory by multiple virtual addresses | |
| EP0976043B1 (en) | Mapped virtual storage (mvs) backup system for a data processor using a data storage subsystem snapshot copy capability | |
| JP3249868B2 (ja) | アレイ形式の記憶装置システム | |
| US5210866A (en) | Incremental disk backup system for a dynamically mapped data storage subsystem | |
| US5410667A (en) | Data record copy system for a disk drive array data storage subsystem | |
| US7032070B2 (en) | Method for partial data reallocation in a storage system | |
| US6772283B2 (en) | Disk control device and method processing variable-block and fixed-block accesses from host devices | |
| JP3371044B2 (ja) | ディスクアレイのための領域割り当て方法およびディスクアレイアクセス方法 | |
| US6470421B1 (en) | Method and means for reducing device contention by random accessing and partial track staging of records according to a first DASD format but device mapped according to a second DASD format | |
| US6098191A (en) | Storage unit and storage unit subsystem | |
| US20040083339A1 (en) | Apparatus and method for reallocating logical to physical disk devices using a storage controller, with access frequency and sequential access ratio calculations and display | |
| JPH06259197A (ja) | アレイ型ディスクシステムの制御方式 | |
| US6079000A (en) | XPC backup for in-process audit | |
| EP0974095B1 (en) | Dasd file system copy system for a data processor using a data storage subsystem snapshot copy capability | |
| US7398420B2 (en) | Method for keeping snapshot image in a storage system | |
| JPH0863394A (ja) | 記憶装置システムおよび記憶装置の制御方法 | |
| JPH07200187A (ja) | ディスクアレイ装置 | |
| JP2003131818A (ja) | クラスタ構成ストレージにおけるクラスタ間ｒａｉｄ構成 | |
| JPH07152498A (ja) | 情報処理システム | |
| US20050223180A1 (en) | Accelerating the execution of I/O operations in a storage system | |
| JP3730609B2 (ja) | 冗長化論理ディスクに対するライトスルー処理方法、ライトスルー処理用プログラム及びディスクコントローラ | |
| JP2001022614A (ja) | 階層形記憶システム | |
| JPH10312246A (ja) | 記憶装置サブシステム | |
| JP3008801B2 (ja) | 記憶装置システムおよびディスクアレイ制御装置 |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A977 | Report on retrieval |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A971007 Effective date: 20050209 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20050222 |
|
| A521 | Request for written amendment filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20050422 |
|
| TRDD | Decision of grant or rejection written | ||
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 Effective date: 20050517 |
|
| A61 | First payment of annual fees (during grant procedure) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A61 Effective date: 20050530 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20080617 Year of fee payment: 3 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090617 Year of fee payment: 4 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090617 Year of fee payment: 4 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20100617 Year of fee payment: 5 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20100617 Year of fee payment: 5 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20110617 Year of fee payment: 6 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20110617 Year of fee payment: 6 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20120617 Year of fee payment: 7 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20120617 Year of fee payment: 7 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20130617 Year of fee payment: 8 |
|
| R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
| EXPY | Cancellation because of completion of term |