JPH09185594A

JPH09185594A - 直接バルク・データ転送

Info

Publication number: JPH09185594A
Application number: JP8301770A
Authority: JP
Inventors: Todd W Sprenkle; ダブリュースプレンクルトッド; Srinivasa D Murthy; ディーマーシースリニヴァサ; Anil Khatri; カートリアニル
Original assignee: Tandem Computers Inc
Current assignee: Tandem Computers Inc
Priority date: 1995-11-13
Filing date: 1996-11-13
Publication date: 1997-07-15
Also published as: US5805920A; EP0777179A1; DE69621209T2; EP0777179B1; DE69621209D1; CA2190209A1

Abstract

(57)【要約】（修正有）【課題】ＣＰＵｓと記憶ディスクとの間のデータの転
送中の類似するデータ・コピーを除去する。【解決手段】記憶処理１３０は、記憶装置１００〜１
０５及び１１０〜１１５を有する３０へのアクセスを制
御する。ソフトウェア・ルーチンは、要求ＣＰＵ２２に
よる記憶装置３０への直接アクセスを供給するために用
いられる。要求ＣＰＵ２２のバッファ１６０に対する仮
想メモリ・アドレスは、要求ＣＰＵ２２で生成される。
記憶装置アクセス要求と共に仮想メモリ・アドレスは、
記憶処理１３０を含んでいるＣＰＵ２０に送られる。ワ
ーク要求は、記憶処理１３０から記憶装置３０へ送られ
る仮想メモリ・アドレスを含む。次いで、データは、要
求ＣＰＵ２２と記憶装置３０との間で直接転送される。
記憶装置３０は、次いでワーク要求に応答する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、一般にデータ処理シス
テムにおける直接データ転送に関し、より特定的にはプ
ロセッサ及び入力／出力通信に対する接続性を供給する
ネットワークを介してシステムで行われる直接バルク入
力／出力転送に関する。

【０００２】

【従来の技術】サード・パーティ転送システムは、デー
タ転送に対する種々のスキームを供給する。例えば、高
性能記憶システム(High-Performance Storage System
(HPSS))は、高集合体Ｉ／Ｏ処理能力（スループット）
を達成するためにネットワークにわたり同時入力／出力
（Ｉ／Ｏ）オペレーションを統合（調整）することがで
きる高度な、分散型階層記憶管理システムである。HPSS
は、国立記憶研究所(National Storage Laboratory) で
開発中の次世代ソフトウェア・システムである。HPSSｎ
についての更なる情報は、次に示すインターネット上の
ワールド・ワイド・ウェブ・ページを通して取得するこ
とができる： http://www.ccs.ornl.gov/HPSS/HPSS ＿overview.html http://www.llnl.gov/liv ＿comp/nsl/hpss/hpss.html この情報は、HPSSのソース・デバイス(source device)
からシンク・デバイス(sink device) までデータを転送
するために用いられるムーバ(Mover) を開示する。この
ムーバは、また、一組のデバイス制御オペレーションを
実行する。

【０００３】ファイバ・チャネル(FC)は、また、サード
・パーティ転送を供給する。FCは、ワークステーショ
ン、メインフレーム、スーパコンピュータ、デスクトッ
プ・コンピュータ、記憶装置、ディスプレイ及び他の周
辺装置間でデータの転送を許容する。FCについての更な
る情報は、次に示すインターネット上のワールド・ワイ
ド・ウェブ・ページを通して取得することができる： http://www.amdahl.com/ext/CARP/FCA/FCA.html そして、IEEE記憶システム標準研究グループは、オープ
ン記憶システム相互接続(Open Storage Systems Interc
onnection(OSSI)) に対するドラフト基準モデル(draft
Reference Model) を生成した。次に示すのは、ドラフ
トOSSIドキュメントのバージョン５からのものである： “2.3.3 制御及びデータ・フローの分離 “OSSIモデルは、クライアント、データ・ソース、及び
データ・シンクの間で発生しているデータ・フローから
制御フローを区別する。制御フローは、クライアントと
データ・ソースまたはデータ・シンクとの間で要求、応
答、及び非同期通知をキャリーする。データ・ソースと
データ・シンクとの間の制御フローは、データのフロー
を管理するためにソース−シンク・プロトコル情報をキ
ャリーする。データ・フローは、ソースからシンクまで
のみパスする。制御及びデータ・フローを論理的に分離
することによって、OSSIモデルは、個別のインプリメン
テーションを通る各フローを最適化することの可能性を
供給する。” “2.3.4 サード・パーティ転送 “OSSIモデルは、サード・パーティの制御下で、データ
を独立のソース及びシンク間で直接フローさせ、エージ
ェントまたはクライアントを起動しかつ制御する。各エ
ンティティは、データ・フロー制御、エラー報告、また
は転送を開始しかつ終了することのようなオペレーショ
ンを個別に実行する。” OSSIについての更なる情報は、次のワールド・ワイド・
ウェブ・ページを介して取得することができる： http://www.arl.mil/IEEE/ssswg.html 全ての目的のためにここに参照文献として採り入れた、
１９９５年６月７日に出願された米国特許出願第 08/48
6,217 号（添付資料Ａとして添付される）は、プロセッ
サ及び入力／出力通信間の接続性または結合性を供給す
る高信頼システム・エリア・ネットワークにおける多重
処理システムに対する必要性に応ずる。この特許出願
（以下、添付特許出願と呼ぶ）は、フェール・ファース
ト、フェール・ファンクショナル、フォールト・トレラ
ント・マイクロプロセッサ・システムを供給する。添付
特許出願に開示されたアーキテクチャは、あらゆる中央
処理装置（ＣＰＵ）を入力／出力（Ｉ／Ｏ）コントロー
ラ（サーバ・ネット・アダプタとも呼ばれる）と通信さ
せるサーバ・ネットワーク雲(server net cloud)を含
む。従って、Ｉ／Ｏコントローラは、ＣＰＵによってア
ドレス指定されることができ、かつＣＰＵは、Ｉ／Ｏコ
ントローラによってアドレス指定されることができる。
このサーバ・ネット雲は、添付特許出願ではサーバ・ネ
ットと呼ばれている。本願と共に添付特許出願は、タン
デム・コンピュータ・インコーポレーティッドに譲渡さ
れている。

【０００４】広く言えば、添付特許出願に開示された発
明は、多重サブ処理システムを備えた処理システムを含
む。各サブ処理システムは、主処理構成要素として、Ｃ
ＰＵを有する。このＣＰＵは、同時に命令ストリームか
らの各命令を実行するためにロック・ステップ同期(loc
k-step synchronized)方式で動作する一対のプロセッサ
を含む。サブ処理システムのそれぞれは、より大きな処
理システムの種々のコンポーネント間に冗長通信経路を
供給するＩ／Ｏシステム・エリア・ネットワークを更に
含む。これらの種々のコンポーネントは、ＣＰＵ及びア
サートされた周辺デバイス（例えば、マス記憶装置、プ
リンタ、等）を含む。これらの冗長通信経路は、また、
より大きな総括処理システムを形成するサブ−プロセッ
サ間に存在することができる。処理システムのコンポー
ネント間（例えば、第１のＣＰＵと第２のＣＰＵの間、
またはＣＰＵと周辺デバイスとの間）の通信は、パケッ
トに含まれるメッセージを形成しかつ送信することによ
ってインプリメントされる。好ましい実施例では、各パ
ケットは、６４バイトのデータを含む。これらのパケッ
トは、システム・エリア・ネットワーク構造（サーバ・
ネットと呼ぶ）により送信またはソース・コンポーネン
ト（例えば、ＣＰＵ）から宛先構成要素（例えば、周辺
デバイス）へ送られる。

【０００５】このシステム・エリア・ネットワーク構造
は、複数の相互接続リンクによって相互接続される多数
のルータ構成要素を含む。パケットのソースからパケッ
トの宛先へパケットを送る、添付特許出願に開示された
ルータは、それら自身パケットを発生しない。ルータ
は、一つのリンク上の入力パケットを取り入れてかつそ
れをその宛先に対して適切なリンク上に送り出すことに
よってパケット・スイッチとして動作する。ルータ構成
要素は、処理システムの送信コンポーネントから宛先コ
ンポーネントまでの適切なまたは利用可能な通信経路を
選択する責任がある。通信経路は、メッセージ・パケッ
トに含まれる情報に基づく。それゆえに、ルータ構成要
素のルーティング能力（ケイパビリティ）は、周辺デバ
イスへの通信経路を有するＣＰＵｓのＩ／Ｏシステムを
供給する。

【０００６】添付特許出願に開示されたアーキテクチャ
は、各ディスクを管理するためにディスク処理ペアを用
い、ディスク処理ペアの半分は、１次ディスク処理であ
りかつ他の半分は、バックアップ・ディスク処理であ
る。更に、SCSIチェイン上のディスクを制御しているデ
ィスク処理は、二つのＣＰＵｓに制限されず、かつディ
スク処理は、複数のＣＰＵｓ中で走るように構成するこ
とができる。添付特許出願のサーバ・ネット雲が用いら
れるときには、ＣＰＵｓ及びサーバ・ネット・アダプタ
の両方は、ＣＰＵメモリに対する読取り及び書込みサー
バ・ネット雲トランザクションを発生することができ
る。図１は、記憶装置のアーキテクチャの一例を示す。
この構成は、添付特許出願に開示されたサーバ・ネット
雲１０を含む。ディスク／記憶コントローラ３０及び３
２と共にＣＰＵｓ２０、２２、２４及び２６は、サーバ
・ネット雲１０に接続される。サーバ・ネット・アダプ
タ３０及び３２は、SCSIチップ４０、４２、４４及び４
６と共にＩ／Ｏパケッタイザ(packetizers) ３４及び３
６を含む。Ｉ／Ｏパケッタイザは、ネットワーク・プロ
トコルからのデータ・パケットをバス・プロトコルに変
換する。この構成は、また、（合計１２の記憶ディスク
１００〜１０５及び１１０〜１１５に対して）二つのSC
SIチェイン１２０及び１２２をハング・オフしている(h
anging off) ６つのSCSIディスク・ペア１００〜１０５
及び１１０〜１１５を示す。ディスクは、１次ディスク
１００（＄Ａ）、１０１（＄Ｂ）、１０４（＄Ｅ）、１
０５（＄Ｆ）、１１１（＄Ｄ）及び１１４（＄Ｃ）及び
ミラー・ディスク１０２（＄Ｃ）、１０３（＄Ｄ）、１
１０（＄Ｆ）、１１２（＄Ｂ）、１１３（＄Ｅ）及び１
１５（＄Ａ）として構成される。４つのＣＰＵｓ（ＣＰ
Ｕ０２０、ＣＰＵ１２２：ＣＰＵ２２４及びＣＰ
Ｕ３２６）は、６つのディスク・ペア１００〜１０５
及び１１０〜１１５を制御するディスク処理を収容す
る。１次ディスク処理（＄Ａ−Ｐ、＄Ｂ−Ｐ、＄Ｃ−
Ｐ、＄Ｄ−Ｐ、＄Ｅ−Ｐ及び＄Ｆ−Ｐ）及びバックアッ
プ・ディスク処理（＄Ａ−Ａ、＄Ｂ−Ｂ、＄Ｃ−Ｂ、＄
Ｄ−Ｂ、＄Ｅ−Ｂ及び＄Ｆ−Ｂ）は、４つのＣＰＵｓ２
０、２２、２４及び２６の中に散乱される。例えば、記
憶ディスク１００（＄Ａ）に対する１次ディスク処理１
３０（＄Ａ−Ｐ）は、ＣＰＵ０２０に配置されうる
し、かつ記憶ディスク１０２（＄Ｃミラー）に対する
バックアップ・ディスク処理１３３（＄Ｃ−Ｐ）は、Ｃ
ＰＵ１２２に配置されうる。ディスク処理１３０〜１
４１は、二つのＣＰＵｓ以上に（図１に示すように）配
置することができる。別の構成では、８つの記憶ディス
ク・ペアは、（合計１６の記憶ディスクに対して）二つ
のSCSIチェインをハング・オフすることができ、かつエ
キストラ（余分な）SCSIチップは、外部記憶デバイスに
対する各サーバ・ネット・アダプタに配置することがで
きる。

【０００７】添付特許出願に示したように、ディスク１
００に書込むためのＣＰＵ１２２に配置される要求処
理１４５に対して、要求処理１４５は、書込みデータ・
メッセージをＣＰＵ０２０に配置されたディスク処理
１３０にまず送る（ディスク処理１３０は、ディスク１
００を制御する）。次いで、ディスク処理１３０は、デ
ータにわたりチェックサムを計算する。チェックサム
は、データのブロックに対するデータ保全性が転送され
ることを確実にする。次いでデータのブロックは、サ
ーバ・ネット雲１０を通してＣＰＵ０２０からディス
ク１００に転送される。この転送が終了したときに、デ
ィスク処理１３０は、要求処理１４５に応答する。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】図２は、ディスク転送
の一例を示す。図２は、図１に含まれる同じ構成要素の
ほとんどを有する。これらの構成要素に加えて、ＣＰＵ
０２０に配置されるバッファ１５０及びＣＰＵ１２
２に配置されるバッファ１６０が示されている。この例
では、要求処理及びディスク処理は、異なるＣＰＵｓに
配置される。これらの処理は、また、同じＣＰＵに配置
されることもできる。段階１では、要求処理は、バッフ
ァ１６０から＄Ａディスク１００にデータを書込むこと
を欲する。従って、ＣＰＵ０２０に配置された、ディ
スク処理１３０が＄Ａディスク１００に対するディスク
処理なので、バッファ１６０に配置されたデータは、Ｃ
ＰＵ０２０に配置されたバッファ１５０に送られる。
段階２では、ディスク処理１３０は、バッファ１５０に
配置されたデータをディスク１００に書込む。段階３で
は、ディスク１００へのデータの転送が終了したので、
ディスク処理１３０は、要求処理１４５に応答する。

【０００９】この構成では、データは、要求処理を有す
るＣＰＵから関連ディスク処理を有する中間ＣＰＵにコ
ピーされ、そしてその中間ＣＰＵからディスクにコピー
される。ＣＰＵｓと記憶ディスクとの間のデータの転送
の間中、類似するデータ・コピーを除去することが望ま
しい。本発明の目的は、上記従来技術の問題に鑑み、Ｃ
ＰＵｓと記憶ディスクとの間のデータの転送中に類似す
るデータ・コピーを除去することができるシステムを提
供する。

【００１０】

【課題を解決するための手段】本発明の上記目的は、デ
ータを転送するデータ処理システムであって、要求ＣＰ
Ｕを含んでいる複数の中央処理装置（ＣＰＵｓ）；ＣＰ
Ｕｓの一つが記憶装置へのアクセスを制御する少なくと
も一つの記憶装置；複数のＣＰＵｓと記憶装置とを相互
接続するネットワーク；要求ＣＰＵによる記憶装置の直
接アクセスを供給し、要求ＣＰＵのバッファに対する仮
想メモリ・アドレスを生成しかつ記憶装置アクセス要求
と共に仮想メモリ・アドレスを、記憶装置へのアクセス
を制御しているＣＰＵｓの一つに供給する要求ＣＰＵに
おける手段、ワーク要求に応答しておりかつネットワー
クを通してＣＰＵｓの一つと直接インターフェイスして
いる記憶装置に仮想メモリ・アドレスを含んでいるワー
ク要求を送るＣＰＵｓの一つにおける手段、を含んでい
るアクセス手段；を備え、データは、要求ＣＰＵと記憶
装置との間で直接転送されるデータ処理システムによっ
て達成される。

【００１１】本発明のデータ処理システムでは、直接ア
クセスは、要求ＣＰＵに記憶装置から仮想メモリ・アド
レスにおけるバッファ・メモリの中にデータを読取らせ
るようにしてもよい。本発明のデータ処理システムで
は、データは、それぞれが、宛先ノード識別、ソース・
ノード識別、仮想メモリ・アドレス、及び複数のデータ
・ワードを含んでいるデータ・パケットで送信されるよ
うにしてもよい。本発明のデータ処理システムでは、記
憶装置は、転送のためのデータを含んでいるデータ・パ
ケットのそれぞれが要求ＣＰＵに送信された後でＣＰＵ
ｓの一つにアドバイスをする手段を含むようにしてもよ
い。本発明のデータ処理システムでは、直接アクセス
は、要求ＣＰＵに、データの転送のために仮想メモリ・
アドレスにおけるバッファをアクセスしている記憶装置
の中に書込ませるようにしてもよい。

【００１２】本発明のデータ処理システムでは、アクセ
ス手段は、要求ＣＰＵのバッファに対する仮想メモリ・
アドレスを生成しかつ記憶装置アクセス要求と共に仮想
メモリ・アドレスをＣＰＵｓの一つに供給する少なくと
も一つのソフトウェア・ルーチンを含むようにしてもよ
い。

【００１３】

【作用】本発明は、データを転送するためのデータ処理
システムを供給する。このシステムは、ネットワークに
よって相互接続された中央処理装置（ＣＰＵｓ）及び記
憶装置を含む。ＣＰＵｓは、要求処理及び記憶処理（デ
ィスク処理とも呼ばれる）を含む。記憶処理は、記憶装
置へのアクセスを制御する。ソフトウェア・ルーチン
は、要求ＣＰＵ（要求処理を含んでいるＣＰＵ）による
記憶装置への直接アクセスを供給するために用いられ
る。要求ＣＰＵのバッファに対するサーバ・ネット仮想
メモリ・アドレスは、要求ＣＰＵに生成される。記憶装
置アクセス要求と共にサーバ・ネット仮想メモリ・アド
レスは、記憶処理を含んでいるＣＰＵに送られる。サー
バ・ネット仮想メモリ・アドレスを含んでいるワーク要
求は、記憶処理から記憶装置に送られる。次いでデータ
は、要求ＣＰＵと記憶装置との間に直接転送される。記
憶装置は、次いで、ワーク要求に応答する。

【００１４】本発明の更なる態様及び特徴は、添付した
図面に関して取入れられるべき、本発明の以下の詳細の
説明を読むことにより当業者に明らかになるであろう。

【００１５】

【実施例】本発明は、プロセッサ及びＩ／Ｏ通信に対す
る接続性を供給するネットワークを介して高信頼システ
ムにおける直接バルク・データ転送を供給する。この直
接データ転送は、要求処理を走らせているＣＰＵとディ
スク処理を走らせているＣＰＵとの間のデータの複写を
除去すると同時にディスク処理ペア構成を維持する。そ
れゆえに、データは、要求処理のバッファと記憶装置と
の間で直接複写される。結果として、（１）データがデ
ィスク処理のバッファに転送されないのでネットワーク
帯域幅は、セーブされ、（２）ディスク処理がそのバッ
ファの中にデータを受け取らなくともよいのでコンテキ
スト・スイッチ時間がセーブされ、（３）バッファ複写
が回避されるので、入力／出力（Ｉ／Ｏ）ラテンシー
は、低減され、かつ（４）メッセージ・システムが要求
処理とディスク処理との間でデータを送らないのでワー
クは、メッセージ・システムから“負担が軽減され
る”。このメッセージ・システムは、プロセッサ間通信
に用いられる。

【００１６】図３は、コントローラが“プッシング”(p
ushing) しているときに発生するデータの転送を示して
いる。例えば、データがディスク１０５からＣＰＵメモ
リへ転送されるときに、サーバ・ネット・アダプタ３０
は、ＣＰＵメモリにデータ１７０を“プッシング”す
る。これは、また、“読取り”オペレーションとも呼ば
れる。この構成では、要求処理及びデータ処理の両方
は、ＣＰＵ３２６に配置されている。このＣＰＵ３
２６は、サーバ・ネット・アダプタ３０に、データ転送
に関連付けられたパラメータ（例えば、遠隔ノード識
別）と共に、データ１７０を受取る、バッファ１６２に
対するサーバ・ネット仮想アドレス１７２を送る。サー
バ・ネット仮想アドレス１７２は、バッファ１６２の物
理アドレスを取得するために用いる情報を含む。このサ
ーバ・ネット仮想アドレス１７２は、後ほど物理アドレ
スの中に変換して戻される。好ましい実施例では、サー
バ・ネット仮想アドレス１７２は、頁番号と、関連物理
アドレスを決定するために一緒に用いられることが必要
であるオフセットとの両方を含む。従って、二つ以上の
サーバ・ネット仮想アドレス１７２を一つのバッファに
対して設けることができる。サーバ・ネット仮想アドレ
スは、全ての目的に対して参考文献として採り入れられ
た添付特許出願により詳細に開示されている。バッファ
１６２は、要求処理に属する。転送に関連付けられたパ
ラメータは、“ワーク要求”(work request)を介してＣ
ＰＵ３２６からサーバ・ネット・アダプタ３０に送ら
れる。この情報で、サーバ・ネット・アダプタ３０は、
Ｉ／Ｏデバイス（例えば、＄Ｆディスク１０５）から要
求処理のメモリに直接データ１７０を転送することがで
きる。同様な構成で、ＣＰＵは、Ｉ／Ｏデバイス（ディ
スク）に“書込む”ことができる。これは、サーバ・ネ
ット・アダプタがＣＰＵメモリからデータを“プリン
グ”(pulling) している呼ばれる。この構成では、ＣＰ
Ｕ３２６は、Ｉ／Ｏ空間に関連付けられたパラメータ
と共に、データを含んでいるＣＰＵバッファ１６２に対
するサーバ・ネット仮想アドレス１７２をサーバ・ネッ
ト・アダプタ３０に送る。再び、これらのパラメータ
は、“ワーク要求”に含まれる。この情報で、サーバ・
ネット・アダプタ３０は、ＣＰＵメモリからディスク・
デバイス１０５にデータを転送することができる。従っ
て、データは、非ディスク処理を有するＣＰＵと、関連
ディスク処理を走らせているＣＰＵを通してデータを転
送しないディスクとの間で転送される。

【００１７】サーバ・ネット雲を通して送られたパケッ
ト（サーバ・ネット・パケットと呼ばれる）は、サーバ
・ネット・パケットに対するソース・ノード１７４及び
宛先ノード１７６を識別するヘッダを含む。この識別
は、ノード識別（ＩＤ）の形である。好ましい実施例で
は、ＣＰＵｓ及び他の周辺デバイスだけがノードＩｄを
有する。各サーバ・ネット・パケット・ヘッダは、ま
た、パケットの型を示すトランザクション型フィールド
を含む。パケット型が読取られるかまたは書込まれると
きに、パケットは、宛先ノードから肯定応答(acknowled
gement) を導き出す。読取りパケットに対して、この肯
定応答は、読取りを実行しているノードにリターンされ
るべきデータを含む。書込みパケットに対して、この肯
定応答は、書込みオペレーションに対する成功または失
敗状態をリターンする。

【００１８】サーバ・ネット読取り／書込みパケットで
指定されたサーバ・ネット・アドレスは、宛先ノードに
おける物理アドレスではなく、その代わり、許可チェッ
クされそして、許可チェックがパスしたならば、物理ア
ドレスに変換される、アドレスである。このサーバ・ネ
ット・アドレスは、上記で参照したサーバ・ネット仮想
アドレスである。許可検査は、例えば、ソース・ノード
識別妥当性検査、変換型検査（即ち、読取り／書込み許
可）及びバウンド(bounds)検査の形である。アドレス妥
当性検査及び変換（ＡＶＴ）表は、サーバ・ネット仮想
アドレスに適用された変換及び許可検査に用いられる。
ソース・ノードＩＤを確認（検査）するために、アクセ
スしたＡＶＴエントリのソースＩＤフィールドは、用い
られるＡＶＴエントリに対応するソースを指定する。こ
のソースＩＤフィールドは、不整合(mismatch)がアクセ
スを否定するＡＶＴエラー割込みを結果として生ずるよ
うに、要求しているメッセージ・パケットに含まれるソ
ースＩＤと比較される。トランザクション型検査は、読
取りまたは書込みのためのアクセスが許可されることが
できるかどうかを決定するための検査を含む。バウンド
検査に対して、ＡＶＴエントリの下部バウンド・フィー
ルド及び上部バウンド・フィールドは、アクセスが許可
されるかどうかを決定するためにオフセット値と比較さ
れる。この型の許可検査は、添付特許出願（例えば、そ
の頁５５〜６１、図１３Ａ〜１３Ｃ）に詳細に記載され
ている。

【００１９】データの転送を達成するために用いられる
ハードウェア直接メモリ・アクセス（ＤＭＡ）エンジン
は、また、ブロック転送エンジンとも呼ばれる。好まし
い実施例では、ブロック転送エンジンは、非同期でメモ
リ・バッファ上でチェックサムを計算することができ、
かつ少なくとも一つのＤＭＡエンジンが各ＣＰＵに配置
される。上記したように、チェックサムは、転送される
データのブロックに対してデータの一貫性を確実にす
る。上記したように、ＣＰＵ２０、２２、２４または２
６は、サーバ・ネット雲にわたりデータのパケットを転
送するためにブロック転送エンジンにバッファを委ねる
ことができる。更に、ＣＰＵ２０、２２、２４または２
６は、チェックサムを計算しかつ別のバッファにチェッ
クサムを配置するためにブロック転送エンジンにバッフ
ァを委ねることができる。そして、好ましい実施例で
は、SCSIチップ４０に配置されたＤＭＡエンジンは、
（ディスク“読取り”または“書込み”に対して）各デ
ータ転送に対して“プッシング”(pushing) または“プ
リング”(pulling) を実行する。

【００２０】上記したように、本発明の直接データ転送
が行われるときに、データは、要求発生ＣＰＵとディス
ク処理を含んでいるＣＰＵとの間で転送されない。代わ
りに、サーバ・ネット仮想アドレスが生成されかつ用い
られる。このサーバ・ネット仮想アドレスは、直接デー
タ転送を実行するためにサーバ・ネット・アダプタによ
って用いられる。再び、この処理において二つの型のデ
ータ転送が存在する。第１は、サーバ・ネット仮想アド
レスを生成すること及び用いることを含むディスク書込
みオペレーションである。サーバ・ネット・アダプタ
は、ディスク書込みに対して必要なオペレーションを行
うためにこのサーバ・ネット仮想アドレスを用いる。そ
れゆえに、（要求処理バッファに対する）サーバ・ネッ
ト仮想アドレスに対するＡＶＴエントリは、要求処理バ
ッファをアクセスすることを必要とするサーバ・ネット
・アダプタに対するサーバ・ネット・ノードＩＤを指定
する。

【００２１】ディスク書込みオペレーションに対して、
要求処理を走らせている発生ＣＰＵは、ディスク処理へ
の要求を発行する前にデータのチェックサムをまず計算
する。要求処理がそのバッファに対してサーバ・ネット
仮想アドレスを生成した後、要求処理は、そのサーバ・
ネット仮想アドレスをディスク処理にパスする。ディス
ク処理は、ソースＩＤ妥当性検査が失敗しうるので、要
求処理バッファをアクセスするためにこのサーバ・ネッ
ト仮想アドレスを用いることができない。サーバ・ネッ
ト仮想アドレスを受け取った後、ディスク処理は、
（１）要求を発生しているＣＰＵ（要求処理を含んでい
るＣＰＵ）に対するサーバ・ネット・ノードＩＤへの処
理、及び（２）要求処理に関連付けられたバッファに対
するサーバ・ネット仮想アドレス、を指定しているサー
バ・ネット・アダプタへ“ワーク要求”を送る。サーバ
・ネット・アダプタは、それが書込みオペレーションで
あるので、サーバ・ネット仮想アドレスを用いてデータ
を次いで“プル”(pulls) する。このデータの転送の終
りで、（一般に割込みの形の）通知が、ディスク処理を
含んでいるＣＰＵに送信して戻される。次いで、ディス
ク処理は、データ転送の終了をそれに通知するために要
求処理に応答する。ＡＶＴ表及びサーバ・ネット仮想ア
ドレスに関する更なる情報は、添付特許出願に供給され
ている。

【００２２】第２の型のデータ転送は、ディスク読取り
に対してである。図４は、ディスク読取りに対する直接
データ転送の一例を示している。段階１１では、バッフ
ァ１５０に対するサーバ・ネット仮想アドレスが生成さ
れる。バッファ１５０は、要求処理１４６に関連付けら
れる。段階１２では、要求処理１４６は、要求をディス
ク（Ｄｐ２）処理１３３へ送る。段階１３では、ディス
ク処理１３３は、ワーク要求をサーバ・ネット・アダプ
タ３０へワーク要求を送る。段階１４では、サーバ・ネ
ット・アダプタ３０は、＄Ｆディスク１０５からバッフ
ァ１５０へのデータの転送を実行する。段階１４は、要
求データの全てがバッファ１５０へ送られるまで行われ
る。データ転送が終了したときには、サーバ・ネット・
アダプタ３０は、段階１５でディスク処理１３３に割り
込む。段階１６では、ディスク処理１３３は、データ転
送が終了したことを要求処理１４６に知らせる。段階１
７では、要求処理を走らせている発生ＣＰＵは、バッフ
ァのチェックサムを計算しそしてデータを受け入れる前
にそれを確認する。

【００２３】ディスク書込みに対する直接データ転送
は、（１）要求がディスク処理に送られる前にチェック
サムが要求処理によって計算され、かつ（２）データの
転送の方向がＣＰＵメモリからディスクへであることを
除き、ディスク読取りに非常に類似している。図５は、
ディスク書込みに対する直接データ転送の一例を示して
いる。段階２１では、要求処理１４６は、チェックサム
計算を実行する。段階２２では、要求プロセッサ１４６
は、バッファ１５０に対しかつチェックサム・バッファ
に対してサーバ・ネット仮想アドレスを生成する。段階
２３では、要求処理１４６は、その要求をディスク処理
１３３へ送る。段階２４では、ディスク処理１３３は、
ワーク要求をサーバ・ネット・アダプタ１３０へ送る。
段階２５では、サーバ・ネット・アダプタ３０は、バッ
ファ１５０からのデータ及びチェックサム・バッファか
らのチェックサムを＄Ｆディスク１０５へ転送する。要
求したデータの全てがバッファ１５０からディスク１０
５へ転送された後、サーバ・ネット・アダプタ３０は、
段階２６でディスク処理１３３に割込む。段階２７で
は、ディスク処理１３３は、データ転送が終了したこと
を要求処理１４６に知らせる。

【００２４】直接データ転送に対するソフトウェアは、
ディスク・デバイスからの（または、に）要求処理を走
らせているＣＰＵに（または、から）データを直接送ら
せる。好ましい実施例において直接データ転送を実行す
るために、デバイス・ハンドルが用いられる。このデバ
イス・ハンドルは、遠隔サーバ・ネット・ノードＩＤを
データ転送に対するＡＶＴエントリに供給する。このノ
ードＩＤによって識別されたサーバ・ネット・アダプタ
のみがデータ転送に対するＡＶＴ表におけるエントリを
アクセスすることができる。ＡＶＴ表は、それが正しい
ノードＩＤを有するサーバ・ネット・アダプタにアクセ
ス可能であるように、要求ＣＰＵｓバッファをサーバ・
ネット仮想アドレス空間にマップする。起動されたとき
に、デバイス・ハンドルは、ノードＩＤを含むデータ転
送パラメータを指し示す。このデバイス・ハンドルを取
得するために、“TSER＿DEVINSTALL”とレッテルを貼ら
れたサーバ・ネット・ノード・ルーチンが好ましい実施
例で用いられる。従って、遠隔サーバ・ネット・ノード
に関連付けられたパラメータは、このルーチンが呼出さ
れるときにコードに指定される。

【００２５】好ましい実施例では、システムは、データ
転送に対する要求が認識されるときに直接データ転送を
起動しかつTSER＿DEVINSTALLを実行する。直接データ転
送処理が終了したときに、デバイス・ハンドルは、例え
ば、TSER＿DEVREMOVE ルーチンを呼出すことによってリ
ターンされる。第２の実施例では、デバイス・ハンドル
変換キャッシュに対する汎用（グローバル）デバイス・
ハンドルまたはスタック／モジュール／スロットが各Ｃ
ＰＵに配置される。この実施例では、TSER＿DEVINSTALL
及びTSER＿DEVREMOVE ルーチンは、呼び出されない。ユ
ーザは、多くの方法で直接データ転送を用いることの要
望を示すことができる。例えば、SETMODE １４１は、デ
ィスク・ファイル転送に対する大きなデータ転送モード
をイネーブルできる。このSETMODE は、ユーザに、ディ
スク処理キャッシュをバイパスするディスク・ファイル
への大きな、非構成アクセスを彼らが要望することを指
定されることができる。別の例では、BULKREAD及びBULK
WRITEは、バックアップ、復元、ダンプ、等が要求され
るときに、内部ツールとして用いることができる。BULK
READ及びBULKWRITE は、また、ディスク処理キャッシュ
もバイパスする。それゆえに、BULKREADまたはBULKWRIT
E 或いはSETMODE １４１がファイル転送に対してイネー
ブルされたならば、直接データ転送は、転送タスクを実
行するために用いられる。

【００２６】好ましい実施例では、SETMODE １４１が示
されたときに、メッセージは、そのキャッシュをフラッ
シュするためにディスク処理に送られる。このSETMODE
要求への応答の一部として、ディスク処理は、それが直
接データ転送を支持することができるファイル・システ
ムに対して指示(indication)をリターンする。ディスク
処理は、また、二つのサーバ・ネットＩＤｓをファイル
・システムにリターンする。これらのサーバ・ネットＩ
Ｄｓは、関連ディスク及びそのミラー・ディスクへの二
つの主要（１次）経路を構成する。ディスク・デバイス
への書込みを行うときに両方のサーバ・ネットＩＤが用
いられ、かつ一つのサーバ・ネットＩＤのみが読取りオ
ペレーションに対して用いられる。ファイル・システム
がディスク処理から応答を受け取るときに、それは、応
答を解読しかつサーバ・ネット・コードを二つのサーバ
・ネットＩＤｓに設置するために直接データ転送ルーチ
ンを呼出す。

【００２７】同様に、BULKREADまたはBULKWRITE が指示
されたときに、ファイル・システムは、通常のバルク・
データ転送要求をディスク処理に送る。可能な場合に
は、ディスク処理は、それが直接データ転送を支持する
ことができることを示しているファイル・システムに応
答する。この時には、ディスク処理は、また、関連ディ
スク及びそのミラーへの二つの主要経路を構成する二つ
のサーバ・ネートＩＤをリターンする。次いで、ファイ
ル・システムは、後続のバルク・データ転送呼出しに対
して直接データ転送を用い、かつまたサーバ・ネット・
コードを二つのサーバ・ネットＩＤに設置するために直
接データ転送ルーチンを呼出す。（二つサーバ・ネット
Ｉｄを設置する）直接データ転送セッション確立の一部
として、直接データ転送ルーチンは、また、FLEXPOOLか
らの転送情報ブロック（ＴＩＢ）に対する空間も獲得す
る。ＴＩＢは、直接データ転送ルーチンとサーバ・ネッ
ト・コードとの間のインターフェイスに用いられる。Ｔ
ＩＢは、また、チェックサム計算を行うためにサーバ・
ネット・コードがＤＭＡエンジンを用いるということを
要求するために直接データ転送ルーチンによっても用い
られる。好ましい実施例では、チェックサム・オペレー
ションが同期であるので、単一のＴＩＢが用いられる。
FLEXPOOLは、メモリ管理に対して空間を割り当てる。

【００２８】図６は、どのように二つのサーバ・ネット
ＩＤが、ディスク及びそのミラー・ディスクへの二つの
経路に対して用いられるかを示している。好ましい実施
例では、二つのサーバ・ネットＩＤｓは、SCSIチップ４
０及び４２に関連付けられる。図６に示すように、これ
らのSCSIコントローラ・チップ４０及び４２は、ディス
ク１００及びそのミラー・ディスク１１５へのアクセス
を供給する。好ましい実施例では、フォールト・フリー
（無欠陥）システムは、次のものを備えている：ＣＰＵ
０２０及びＣＰＵ１２２；二つのサーバ・ネット雲
１０及び１２；ディスク及びそのミラー・ディスク１４
への１次（主要）経路及びディスク及びそのミラー・デ
ィスク１６へのバックアップ経路；サーバ・ネット・ア
ダプタ３０及び３２；SCSIチップ４０、４２、４４及び
４６；ディスク１００及びそのミラー・ディスク１１
５；チェイン１２０及び１２２。この構成では、システ
ムの全てのコンポーネントは、バックアップとして少な
くとも一つの冗長コンポーネントを有する（例えば、デ
ィスク１００は、バックアップ・ミラー・ディスク１１
５を有する）。従って、データ書込みオペレーションの
間中、全てのデータ転送は、エラーが発生しかつ正しい
データが一つのディスクからアクセスすることができな
いならば、そのデータもまた、アクセスのために別のデ
ィスクに配置されるように二つのディスク（ディスク及
びそのミラー・ディスク）に対してなされる。この構成
は、もしあれば、データの汚染を結果としてほとんど生
じない。ディスク読取りオペレーションの間中、直接デ
ータ転送ソフトウェアは、ディスク１００または１１５
の一つのみによってアクセスのためにデータ・バッファ
をマップする。それゆえに、バッファは、一つのサーバ
・ネット仮想アドレス空間の中にだけマップされる。

【００２９】代替実施例では、４つのサーバ・ネットＩ
Ｄが直接データ転送のために用いられる。この構成で
は、データ・バッファは、全ての４つのSCSIコントロー
ラ・チップ４０、４２、４４及び４６によるアクセスに
対するサーバ・ネット仮想アドレス空間の中に冗長的に
マップされなければならない。これは、ディスク処理に
SCSIコントローラ・チップ４０、４２、４４または４６
に対してデータ転送要求を発行させる。直接データ転送
支援ソフトウェアは、ソフトウェア・ルーチンのライブ
ラリとして構成される（ルーチンと呼ばれる）。好まし
い実施例では、ファイル・システムは、これらルーチン
へのクライアントである。それゆえに、ファイル・シス
テムが直接データ転送が起動されることを決定したとき
に、それは、バッファをマップしかつチェックサム計算
を行うために必要な動作を起こすルーチンを呼出す。直
接データ転送ルーチンが行われたときに、ファイル・シ
ステムは、メッセージをディスク処理を含んでいる適切
なＣＰＵに送るためにメッセージ・システムを用いる。

【００３０】図７は、直接データ転送を有するシステム
・ソフトウェア階層化の一例である。図７に示すよう
に、ファイル・システム２１０は、直接メッセージ・シ
ステム２３０を呼出すことができかつメッセージ・シス
テムを呼出す前に直接データ転送ライブラリ２２０のル
ーチンを呼出すことができる。ファイル・システム２１
０は、フラグ・イネーブリング直接データ転送が設定さ
れたときに直接データ転送ライブラリ２２０を呼出す。
先に示したように、このフラグは、SETMODE 141またはB
ULKREAD/BULKWRITEが実行されるときにセットされる。
直接データ転送がFILE＿CLOSE 時間でイネーブルされた
ならば、ファイル・システムは、直接データ転送セッシ
ョンを終了するために直接データ転送ルーチンを呼出
す。これは、直接データ転送ルーチンに、サーバ・ネッ
ト・コードと二つのサーバ・ネットＩＤとを分解させ
る。FILE＿CLOSE 時間は、これ以上のファイルが転送さ
れないことを示す。

【００３１】本発明の別の実施例では、同じＣＰＵにお
ける複数の処理が同じディスクまたはテープに対して直
接データ転送を行っているときに、デバイス・ハンドル
・キャッシング・スキームが用いられる。これは、ＣＰ
Ｕにおける同じサーバ・ネットＩＤを指し示すデバイス
・ハンドルの複製を回避する。デバイス・ハンドル・キ
ャッシング・システムが用いられるときには、直接デー
タ転送ルーチンは、直接データ転送セッションが確立さ
れたときにデバイス・ハンドルがＣＰＵに存在するかど
うかを調べるためにチェックする。デバイス・ハンドル
が既に存在しているならば、そのデバイス・ハンドルが
用いられる。さもなければ、新しいデバイス・ハンドル
がサーバ・ネット・コードを呼出すことによって生成さ
れる。FILE＿CLOSE 時間では、デバイス・ハンドルは、
除去されない。

【００３２】読取りデータ転送オペレーションに対し
て、チェックサム及び妥当性検査は、データ転送の終了
後に行われる。好ましい実施例では、直接データ転送起
動ルーチンは、（１）チェックサム・バッファを割り当
て、（２）サーバ・ネット仮想アドレス空間の中に要求
プロセッサのバッファをマップし、かつ（３）ファイル
・システムにリターンする。マッピングは、サーバ・ネ
ット・アダプタにサーバ・ネットの１次（主要）経路に
わたりデータをプッシュさせるために行われる。このマ
ッピング・オペレーションは、要求ＣＰＵのメモリがプ
ロセッサのキャッシュと一貫しているようにするプロセ
ッサ・キャッシュ・スウィープを含む。ファイル・シス
テムは、マップされたサーバ・ネット仮想アドレスをそ
の要求制御領域に組込む。次いで、関連メッセージは、
適切な媒体サーバ処理（ディスク処理またはテープ処
理）に送られる。要求処理からのこのメッセージは、転
送が直接データ転送であることを示す。次いで、ディス
ク処理は、応答データ・バッファ及びチェックサム・バ
ッファは、サーバ・ネット・アダプタによるアクセスに
対してマップされることを知る。ディスク処理は、
（１）どのオペレーションを実行すべきか及び（２）指
定されたアドレスにおける宛先ＣＰＵ（要求処理を含ん
でいるＣＰＵ）に読取りデータ及びチェックサムを配置
すること、をそれに報告するサーバ・ネット・アダプタ
に指令を発行する。サーバ・ネット・アダプタは、デー
タ転送が終了したときにディスク処理を含んでいるＣＰ
Ｕに割込む。この構成は、図４に示されている。

【００３３】好ましい実施例では、サーバ・ネット仮想
アドレス空間の中への要求プロセッサのバッファのマッ
ピングは、直接データ転送ルーチンによって行われる。
これらのサーバ・ネット仮想アドレスは、ディスク処理
へ転送される。この転送を容易にするために、直接デー
タ転送ルーチンは、それがディスク処理を含んでいるＣ
ＰＵに送る要求にサーバ・ネット仮想アドレスを組込む
ファイル・システムにサーバ・ネット仮想アドレスをリ
ターンする。データ転送が終了したときに、サーバ・ネ
ット・アダプタは、要求が行う割込みを介してディスク
処理を通知する。要求処理が、データ転送終了したとい
うメッセージを受け取ったときに、それは、読取り要求
の終了を処理するために直接データ転送ルーチンを呼出
す。次いで、呼出された直接データ転送ルーチンは、要
求ＣＰＵｓバッファに対する適切なチェックサムを計算
するためにサーバ・ネット・コードを呼出す。このチェ
ックサム・オペレーションは、ブロッキング・オペレー
ションである。従って、処理は、チェックサム・オペレ
ーションが処理中の間、中断される。ルーチンは、チェ
ックサム計算が終了したときに呼出し処理をアンブロッ
クする（ブロックしない）。次いで、直接データ転送ル
ーチンは、計算されたチェックサムがサーバ・ネット・
アダプタによってリターンされたチェックサムと一致す
ることを確認する。次いで、ルーチンは、呼出しファイ
ル・システム・ルーチンへ成功またはチェックサム・エ
ラー指示のいずれかをリターンする。

【００３４】図８は、直接データ転送を有する読取り要
求経路での処理フローを示す。段階３００では、アプリ
ケーションは、読取り要求に対するファイル・システム
を呼出す。段階３０２では、ファイル・システムは、要
求セクションを準備しかつ直接データ転送ルーチンを呼
出す。段階３０４では、直接読取り起動ルーチンは、FL
EXPOOLからのチェックサム・バッファを割り当てる。段
階３０６では、直接読取り起動ルーチンは、サーバ・ネ
ットにわたりサーバ・ネット・アダプタへのバッファの
アクセスをイネーブルするために要求ＣＰＵｓバッファ
をマップし、かつサーバ・ネット仮想アドレスをファイ
ル・システムにリターンする。段階３０８では、ファイ
ル・システムは、ディスク処理へメッセージを送るため
にメッセージ・システムを呼出す。このメッセージは、
要求セクションに組込まれるバッファのサーバ・ネット
仮想アドレスを含む。段階３１０では、ディスク処理
は、サーバ・ネット・アダプタへワーク要求を発行す
る。このワーク要求は、読取りデータ及びチェックサム
を、要求処理を含んでいるＣＰＵに配置するためのもの
である。段階３１２では、サーバ・ネット・アダプタ
は、データ転送を実行しそして終了通知でディスク処理
に割込む。段階３１４では、ディスク処理は、要求処理
のメッセージに応答する。

【００３５】図９は、直接データ転送を伴う読取り応答
経路に対する処理フローを示す。段階３２０では、ディ
スク処理の応答は、要求処理のメッセージをキューにさ
せ、かつ要求処理が起動される。段階３２２では、要求
処理が起動しかつチェックサムを確認する。段階３２４
では、直接読取り終了ルーチンは、ＤＭＡエンジンに対
するチェックサム計算をキューするためにサーバ・ネッ
ト・コードを呼出す。次いで、呼出し処理を中断する。
ＤＭＡエンジンは、次いで、チェックサム計算を実行す
る。段階３２６では、ＤＭＡエンジン・チェックサム計
算終了割込みは、サーバ・ネット・コードに要求処理を
アンブロックさせる。段階３２８では、直接データ転送
ルーチンは、サーバ・ネット・アダプタによってデポジ
ット（配置）されたチェックサムで計算されたチェック
サムを確認する。段階３３０では、直接データ転送ルー
チンは、FLEXPOOLにチェックサム・バッファをリターン
しかつファイル・システムに対するチェックサム比較の
成功または失敗をリターンする。段階３３２では、好ま
しい実施例では、ファイル・システムは、比較が成功で
あれば、要求処理へリターンするか、または、チェック
サム・エラーが発生したならば、直接データ転送なしで
再度試みる。

【００３６】書込みデータ転送オペレーションに対し
て、チェックサムは、データが転送される前に計算され
る。ファイル・システムは、直接書込み起動ルーチンを
呼出しかつ要求ＣＰＵのバッファのアドレスを供給す
る。直接データ転送ルーチンは、チェックサム・バッフ
ァをまず割り当てかつ関連バッファ（要求データ及びチ
ェックサム・バッファ）をサーバ・ネット仮想アドレス
空間の中にマップする。書込みオペレーションに対し
て、バッファは、ディスク及びそのミラーの二つの経路
によりアクセスに対してサーバ・ネット仮想アドレス空
間の中にマップされる。これがミラーされた書込みであ
れば、両方の関連サーバ・ネット・アダプタは、これら
のバッファをアクセスする。ミラーされた書込みは、好
ましい実施例で用いられる。

【００３７】次いで、直接データ転送ルーチンは、バッ
ファのチェックサムを計算するためにサーバ・ネット・
コードを呼出す。サーバ・ネット・コードは、要求ＣＰ
ＵのＤＭＡエンジンにチェックサム計算を次いでキュー
しかつチェックサム計算の終了まで呼出し処理をブロッ
クする。ＤＭＡエンジンは、指定したチェックサムを計
算しかつ合成チェックサムをチェックサム・バッファに
配置する。チェックサム計算に対する終了割込みは、サ
ーバ・ネット・コードによって次いでフィールドされ
る。終了割込みは、その時に要求処理をアンブロックす
る。直接データ転送ルーチンは、ファイル・システムに
４つのサーバ・ネット仮想アドレスをリターンすること
によって処理を再開する。これらのサーバ・ネット仮想
アドレスの二つは、要求ＣＰＵのバッファに対応する。
他の二つのサーバ・ネット仮想アドレスは、チェックサ
ム・バッファに対応する。ファイル・システム書込みル
ーチンは、これらの４つのサーバ・ネット仮想アドレス
を、そのメッセージの要求制御セクションの中に組込み
そして関連メッセージをディスク処理へ送るためにメッ
セージ・システムを呼出す。好ましい実施例では、デー
タ汚染を回避するために、要求処理バッファは、ディス
ク読取りが実行されるときに一つのサーバ・ネット・ア
ダプタにだけマップされる。

【００３８】ディスク処理は、この直接データ転送書込
み要求の受け取りにより、SCSIコントローラへ適切なワ
ーク要求を送る。このワーク要求は、データ及びチェッ
クサム・バッファが要求処理を含んでいるＣＰＵから来
ることを指定するが、サーバ・ネット・アダプタからの
要求終了割込みは、ディスク処理を含んでいるＣＰＵに
行くべきであることを指定する。次いで、サーバ・ネッ
ト・アダプタは、要求処理のＣＰＵから書込みオペレー
ションに対するデータをプルする。次いで、データは、
物理的媒体に書き込まれ、そしてディスク処理は、終了
により割込みを介して通知される。ディスク処理は、１
次及びミラー・ディスクの半分の両方からの終了割込み
を待つ。両方のディスクがオペレーションを終了した
後、ディスク処理は、要求処理のメッセージに応答す
る。

【００３９】ディスク処理によって送られた応答が要求
処理のＣＰＵに到着したとき、ＣＰＵは、要求処理を起
動する。次いで、ファイル・システムは、書込み終了を
処理するために直接データ転送ルーチンを呼出す。この
場合には、直接データ転送ルーチンは、サーバ・ネット
仮想アドレス空間からのバッファをアンマップ(unmaps)
し、チェックサム・バッファの割り当てを解除し、かつ
ファイル・システムにリターンする。次いで、ファイル
・システムは、そのユーザに書込み要求の終了を通知す
る。図１０は、直接データ転送を伴う書込み要求経路に
対する処理フローを示す。段階３５０では、アプリケー
ションは、書込みオペレーションに対するファイル・シ
ステムを呼出す。段階３５２では、ファイル・システム
は、直接データ転送書込み起動ルーチンを呼出す。段階
３５４では、直接データ転送書込み起動ルーチンは、FL
EXPOOLからのチェックサム・バッファを割り当てる。段
階３５６では、直接データ転送書込み起動ルーチンは、
二つのコントローラ経路のよるアクセスに対する要求Ｃ
ＰＵのバッファ及びチェックサム・バッファをマップす
る。次いで、ルーチンは、チェックサム計算を行うため
にサーバ・ネット・コードを呼出す。段階３５８では、
サーバ・ネット・コードは、チェックサム計算をＤＭＡ
エンジンにキューしかつ要求処理を中断する。段階３６
０では、終了割込みは、サーバ・ネット・コードに要求
処理を再開させかつ直接書込み起動ルーチンにリターン
させる。段階３６２では、直接データ転送書込み起動
は、要求及びチェックサム・バッファのサーバ・ネット
仮想アドレスをファイル・システムにリターンする。段
階３６４では、ファイル・システムは、これらのサーバ
・ネット仮想アドレスをその要求制御領域に組込みかつ
このメッセージをディスク処理へ送る。

【００４０】図１１は、直接データ転送を伴う書込み応
答経路に対する処理フローを示す。段階３７０では、コ
ードは、要求処理を起動する。段階３７２では、ファイ
ル・システムは、直接データ転送書込み終了ルーチンを
呼出す。段階３７４では、この直接データ転送ルーチン
は、サーバ・ネット仮想アドレス空間からのバッファを
アンマップし、チェックサム・バッファの割り当てを解
除してリターンする。段階３７６では、ファイル・シス
テムは、アプリケーションに書込み終了通知をリターン
する。好ましい実施例では、チェックサム・バッファに
対する空間は、直接データ転送ライブラリ・ルーチンに
よって割り当てられる。この空間は、FLEXPOOLから割り
当てられる。代替実施例では、ファイル・システムは、
チェックサム・バッファに対する空間を割り当てる。チ
ェックサム・バッファ・サイズは、要求ＣＰＵのバッフ
ァ・サイズ及びセクタ／ブロック・サイズに依存する。

【００４１】好ましい実施例では、直接データ転送オペ
レーションを起動するファイル・システム・クライアン
トは、また、そのオペレーションを取り消すこともでき
る。この取消しは、データ転送の終りでまたは顕著なデ
ータ転送要求が存在する間に行うことができる。この方
法で直接データ転送オペレーションが取り消されると
き、ファイル・システムは、取消しを実行するために直
接データ転送ルーチンを呼出す。このルーチンは、サー
バ・ネット仮想アドレス空間からのバッファをアンマッ
プすることに対しかつ関連チェックサム・バッファをそ
れらのプールにリターンすることに対して責任がある。
ファイル・システムは、次いで、取消し通知を適切なデ
ィスク処理へ送る。これら二つのオペレーションが終了
した後、直接データ転送オペレーションが取り消されと
考えられる。直接データ転送ルーチンがバッファをアン
マップするとき、サーバ・ネット・アダプタは、それが
このバッファをアクセスすることを試みるならばエラー
に遭遇する。これらのエラーは、サーバ・ネット・アダ
プタ及び要求処理を含んでいるＣＰＵの両方に報告され
る。好ましい実施例では、サーバ・ネット・アダプタ
は、第１のエラーに遭遇した後バッファをアクセスする
ことを停止する。

【００４２】好ましい実施例では、システムにおける全
てのＣＰＵｓのサーバ・ネットＩＤは、ファームウェア
で登録される。この登録は、ファームウェアにおける
“セット・サーバ・ネット・パラメータ”メールボック
ス指令の形である。このメールボックス指令に応じて、
ファームウェアは、８ビット・サーバ・ネット・ハンド
ルをリターンする。このハンドルは、ファームウェアに
対するホスト・プロセッサを識別するためにSCSIモジュ
ール・ドライバによって用いられる。このサーバ・ネッ
トＩＤｓの登録は、要求プロセッサ（要求処理を含むプ
ロセッサ）と記憶装置（ディスクを含む装置）との間で
直接データ転送を許容する。上記で説明した例は、要求
処理及びディスク処理が異なるＣＰＵｓに配置される場
合だけを考慮した。これら二つの処理が同じＣＰＵに配
置されるならば、直接データ転送は、まだ用いることが
できる。この例で直接データ転送が用いられるときに、
要求処理とディスク処理との間のバッファのＣＰＵコピ
ーは、まだ回避される。従って、また、直接データ転送
は、要求処理及びディスク処理の両方が同じＣＰＵに配
置されるときにも望ましい。

【００４３】上記の例では、ディスクは、記憶デバイス
として用いられたが、直接データ転送に対してあらゆる
記憶デバイスを用いることができる。例えば、直接デー
タ転送は、不必要なデータ・コピーを回避するためにテ
ープＩ／Ｏに用いることができる。そのＩ／Ｏがチェッ
クサム計算を含まないならば、直接データ転送は、ディ
スクの場合よりも簡単である。テープ処理が直接データ
転送も支持するならば、バックアップ及び復元施設は、
この特徴を利用することができる。例えば、ディスク処
理の場合、テープ処理及びバックアップ／復元処理は、
３つの異なるＣＰＵｓに全て分散され、直接データ転送
は、二つの不必要なバッファ・コピーを回避しうる。好
ましい実施例では、次に示すソフトウェア・コードの抜
粋は、直接データ転送ライブラリにおけるインターフェ
イス・ルーチンを供給する。第１の抜粋は、直接データ
転送セッション開始ルーチン（このパラグラフの真下を
参照）に対するものである。このルーチンは、それが直
接データ転送要求を支持することができるディスク処理
からの指示をそれが受け取るときにファイル・システム
によって呼出される。ディスク処理は、この指示を有す
るSETMODE １４１／バルク・データ転送要求に応答す
る。ディスク処理からの応答は、また、サーバ・ネット
ＩＤｓ、パケッタイザ型、等のような、直接データ転送
ルーチンによって用いられる情報を含む。この情報は、
ファイル・システムによって直接データ転送セッション
開始ルーチンにパスされる。

【００４４】

【表１】直接データ転送セッション終了ルーチンは、FILE＿CLOS
E 時間でまたはSETMODE １４１が大きいデータ転送を不
能にするために実行されるときにファイル・システムに
よって呼出される。

【００４５】

【表２】直接読取り開始ルーチンは、直接データ転送読取り要求
を起動する前にファイル・システムによって呼出され
る。

【００４６】

【表３】直接読取り終了ルーチンは、それがディスク処理から直
接データ転送読取り要求に対する応答を受け取るときに
ファイル・システムによって呼出される。ディスク処理
応答が成功を示すならば、直接読取り終了ルーチンは、
チェックサム妥当性検査を行う。全ての場合に、直接読
取り終了ルーチンは、バッファをアンマップしかつチェ
ックサム・バッファの割り当てを解除する。

【００４７】

【表４】直接書込み開始ルーチンは、直接データ転送書込み要求
を起動する前にファイル・システムによって呼出され
る。

【００４８】

【表５】直接書込み終了ルーチンは、直接データ転送書込み要求
への応答がディスク処理から受け取られるときにファイ
ル・システムによって呼出される。

【００４９】

【表６】直接読取りアボート・ルーチンは、それがディスク処理
に送った直接データ転送読取り要求をそれが取り消した
後にファイル・システムによって呼出される。ディスク
処理は、取消しを知らされ、そして要求をクリーンにす
るために直接データ転送ルーチンが呼出される。

【００５０】

【表７】直接書込みアボート・ルーチンは、それがディスク処理
に送った直接データ転送書込みメッセージをそれが取り
消した後にファイル・システムによって呼出される。デ
ィスク処理は、取消しについて知らされ、そして要求を
クリーンにするために直接データ転送ルーチンが呼出さ
れる。

【００５１】

【表８】上記したように、チェックサムは、各ＣＰＵ内のブロッ
ク転送エンジンを用いて計算される。それゆえに、チェ
ックサムは、ＣＰＵの介入なしで、非同期で計算するこ
とができる。全てのＣＰＵのソフトウェア・サブ−シス
テムは、チェックサム計算を実行することに対して責任
がある。代替実施例では、チェックサム計算は、ファイ
ル・システム・コードで実行することができる。この例
では、サーバ・ネット・コードが非同期インターフェイ
スだけを供給するので、割込みハンドラは、チェックサ
ム計算の終了割込みを処理するために用いられる。別の
実施例では、サーバ・ネット・コードは、同期インター
フェイスを供給する。この構成では、チェックサムは、
割込みハンドラなしでファイル・システム・レイヤにお
いて実行することができる。

【００５２】本発明の全てかつ完全な開示がなされると
同時に、種々の代替及び変更が、特許請求の範囲の範疇
から逸脱することなく本発明の種々の態様に対してなさ
れうるということが当業者に明らかになるであろう。

【００５３】

【発明の効果】本発明のデータ処理システムは、データ
を転送するデータ処理システムであって、要求ＣＰＵを
含んでいる複数の中央処理装置（ＣＰＵｓ）；ＣＰＵｓ
の一つが記憶装置へのアクセスを制御する少なくとも一
つの記憶装置；複数のＣＰＵｓと記憶装置とを相互接続
するネットワーク；要求ＣＰＵによる記憶装置の直接ア
クセスを供給し、要求ＣＰＵのバッファに対する仮想メ
モリ・アドレスを生成しかつ記憶装置アクセス要求と共
に仮想メモリ・アドレスを、記憶装置へのアクセスを制
御しているＣＰＵｓの一つに供給する要求ＣＰＵにおけ
る手段、ワーク要求に応答しておりかつネットワークを
通してＣＰＵｓの一つと直接インターフェイスしている
記憶装置に仮想メモリ・アドレスを含んでいるワーク要
求を送るＣＰＵｓの一つにおける手段、を含んでいるア
クセス手段；を備え、データは、要求ＣＰＵと記憶装置
との間で直接転送されるので、ＣＰＵｓと記憶ディスク
との間のデータの転送中に類似するデータ・コピーを除
去することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】記憶装置アーキテクチャの一例を示す図であ
る。

【図２】ディスク転送の一例を示す図である。

【図３】コントローラが“プッシング”しているときに
発生するデータの転送を示す図である。

【図４】ディスク読取りに対する直接データ転送の一例
を示す図である。

【図５】ディスク書込みに対する直接データ転送の一例
を示す図である。

【図６】どのように二つのサーバ・ネットＩＤがディス
ク及びそのミラー・ディスクへの二つの経路に対して用
いられるかを示す図である。

【図７】直接データ転送を伴うシステム・ソフトウェア
階層化の一例である。

【図８】直接データ転送を伴う読取り要求経路を有する
処理フローを示す図である。

【図９】直接データ転送を伴う読取り応答経路に対する
処理フローを示す図である。

【図１０】直接データ転送を伴う書込み要求経路に対す
る処理フローを示す図である。

【図１１】直接データ転送を伴う書込み応答経路に対す
る処理フローを示す図である。

【符号の説明】

１０サーバ・ネット雲２６ＣＰＵ３３０サーバ・ネット・アダプタ３４Ｉ／Ｏパケッタイザ４０ SCSIチップ１０５ディスク１２０ SCSIチェイン１６２バッファ１７０データ１７２サーバ・ネット仮想アドレス１７４ソース・ノード１７６宛先ノード

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者スリニヴァサディーマーシーアメリカ合衆国カリフォルニア州 95131 サンホセゴールデンレイクロード 1410 (72)発明者アニルカートリアメリカ合衆国カリフォルニア州 95148 サンホセヘリテージエステータスドライヴ 3281

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】データを転送するデータ処理システムで
あって、要求ＣＰＵを含んでいる複数の中央処理装置（ＣＰＵ
ｓ）；前記ＣＰＵｓの一つが記憶装置へのアクセスを制
御する少なくとも一つの記憶装置；前記複数のＣＰＵｓ
と前記記憶装置とを相互接続するネットワーク；前記要
求ＣＰＵによる前記記憶装置の直接アクセスを供給し、
前記要求ＣＰＵのバッファに対する仮想メモリ・アドレ
スを生成しかつ記憶装置アクセス要求と共に前記仮想メ
モリ・アドレスを、前記記憶装置へのアクセスを制御し
ている前記ＣＰＵｓの前記一つに供給する前記要求ＣＰ
Ｕにおける手段、前記ワーク要求に応答しておりかつ前
記ネットワークを通して前記ＣＰＵｓの前記一つと直接
インターフェイスしている前記記憶装置に前記仮想メモ
リ・アドレスを含んでいるワーク要求を送る前記ＣＰＵ
ｓの前記一つにおける手段、を含んでいるアクセス手
段；を備え、前記データは、前記要求ＣＰＵと前記記憶装置との間で
直接転送されることを特徴とするデータ処理システム。
【請求項２】前記直接アクセスは、前記要求ＣＰＵに
前記記憶装置から前記仮想メモリ・アドレスにおける前
記バッファ・メモリの中にデータを読取らせることを特
徴とする請求項１に記載のデータ処理システム。
【請求項３】前記データは、それぞれが、宛先ノード
識別、ソース・ノード識別、前記仮想メモリ・アドレ
ス、及び複数のデータ・ワードを含んでいるデータ・パ
ケットで送信されることを特徴とする請求項１に記載の
データ処理システム。
【請求項４】前記記憶装置は、転送のためのデータを
含んでいる前記データ・パケットのそれぞれが前記要求
ＣＰＵに送信された後で前記ＣＰＵｓの前記一つにアド
バイスをする手段を含むことを特徴とする請求項３に記
載のデータ処理システム。
【請求項５】前記直接アクセスは、前記要求ＣＰＵ
に、前記データの転送のために前記仮想メモリ・アドレ
スにおける前記バッファをアクセスしている前記記憶装
置の中に書込ませることを特徴とする請求項１に記載の
データ処理システム。
【請求項６】前記アクセス手段は、前記要求ＣＰＵの
前記バッファに対する前記仮想メモリ・アドレスを生成
しかつ前記記憶装置アクセス要求と共に前記仮想メモリ
・アドレスを前記ＣＰＵｓの前記一つに供給する少なく
とも一つのソフトウェア・ルーチンを含むことを特徴と
する請求項１に記載のデータ処理システム。