JPH09198195A

JPH09198195A - データ再配置可能なディスク装置

Info

Publication number: JPH09198195A
Application number: JP8025864A
Authority: JP
Inventors: Kinichi Sugimoto; 欽一杉本
Original assignee: NEC Corp
Current assignee: NEC Corp
Priority date: 1996-01-19
Filing date: 1996-01-19
Publication date: 1997-07-31

Abstract

(57)【要約】【課題】ホストコンピュータからは論理的配置は同等
に見せたまま、データの物理的な再配置をディスク装置
内で行い、スループットを向上する。【解決手段】ディスクユニット４は、自ユニット４内
の特定の物理アドレスと論理アドレスとの対応付けを示
すアドレス変換テーブルをディスク面上に記録してい
る。ディスク装置の起動時にアドレス変換機構３１はデ
ィスクユニット４からアドレス変換テーブルを読み出し
てアドレス変換バッファ２に保持する。ホストコンピュ
ータ１からの入出力要求時、アドレス変換機構３１は要
求内の論理アドレスをアドレス変換バッファ２を参照し
て物理アドレスに変換し、入出力制御部３３はアドレス
変換機構３１の指示により生成された物理アドレスに基
づいてディスクユニット４を制御する。アドレス変換機
構３１が保持するスループット評価式に基づきアドレス
変換テーブルと物理的なデータの配置とを操作する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はコンピュータの外部
記憶装置に関し、特にデータ再配置可能なディスク装置
に関する。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータシステムの処理性能の向上
に伴い、入出力性能が高く、かつ大容量の光ディスク装
置などの外部記憶装置の重要性が増している。このよう
な装置は、ヘッドのシーク時間などの物理的な処理オー
バーヘッドの削減も限界に達しつつあり、いかに余計な
アクセス動作を減らすかを工夫することにより、ディス
ク装置の性能を最大限に引き出すことが重要となりつつ
ある。従来、このようなオーバーヘッドの削減ために、
データの書き換え操作を極力減らすなどして、見掛け上
のファイル装置の性能を引き出す処理を、ファイルを管
理しているオペレーティングシステム、あるいはファイ
ルシステムと呼ばれる管理ソフトウェアにより行い、シ
ステムのチューニングを行っていた（例えば、特開平２
−２１４９２４号公報参照）。

【０００３】例えば、図１７に示したＣＤ−ＲＯＭ用の
データ構造ＩＳＯ−９６６０の例のように、従来のディ
スク装置のデータの配置方式では、データの配置情報が
ディスク上に散らばって配置されてしまう。この例で
は、データにアクセスするために少なくとも３回のディ
スクアクセスを行う必要がある。データの読み出しなど
を実行する際に余計なアクセス動作が発生してしまうた
め、映像データの連続再生などでは時間的な制約をとも
なう場合に不都合を生じることがあった。このような場
合は、ディスク装置内にデータの再生速度制御用の大容
量バッファを用意する必要があった。

【０００４】一方、大容量のバッファを用意してキャッ
シュ制御を行い、ディスク装置の見かけ上のスループッ
トの向上を図る場合においても、バッファ容量の肥大化
により、キャッシュ制御ソフトウェアの検索処理に伴う
オーバーヘッドが増大し、逆にスループットを低下させ
る結果を招くことが多かった。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】上述した従来のディス
ク装置では、データの入出力処理において、ホストコン
ピュータ上で動作しているファイルシステムなどの管理
ソフトウェアによりディスク上のデータの配置管理を行
っていたので、これらの配置情報に対するアクセス要求
が論理的に不連続であった場合に、それらをそのまま処
理するとアクセスが頻繁に発生してディスク装置のスル
ープットが極端に低下するという問題点があった。

【０００６】また、頻繁なアクセスを低減するために、
大容量のバッファを使用してキャッシュ制御を行い、デ
ィスク装置の見かけ上のスループットの向上を図る場合
においても、バッファ容量の肥大化により、キャッシュ
制御ソフトウェアの検索処理に伴うオーバーヘッドが増
大するため、キャッシュ制御アルゴリズムとディスクア
クセス回数を低減する方策とのトレードオフでシステム
を構成することになり、逆にスループットを低下させる
という問題点があった。

【０００７】さらに、ファイルシステムなどの管理ソフ
トウェアがオペレーティングシステムなどのソフトウェ
アと密接に関連していたために、同様な管理を行うほか
のオペレーティングシステムであってもデータ構造の互
換性が無くなり、参照することが難しいなどのデータの
ポータビリティの低下を招くという問題点があった。

【０００８】本発明の目的は、上述の点に鑑み、ホスト
コンピュータからは論理的配置は同等に見せたまま、デ
ータの物理的な再配置をディスク装置内で行い、スルー
プットを向上するようにしたデータ再配置可能なディス
ク装置を提供することにある。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明のデータ再配置可
能なディスク装置は、ディスクユニット内の特定の物理
アドレスと論理アドレスとの対応付けを示すアドレス変
換テーブルをディスク面上に記録したディスクユニット
と、前記アドレス変換テーブルを保持するアドレス変換
テーブル格納用バッファと、ディスク装置の起動時に前
記ディスクユニットから前記アドレス変換テーブルを読
み出して前記アドレス変換テーブル格納用バッファに保
持し、ホストコンピュータからの入出力要求内の論理ア
ドレスを前記アドレス変換テーブル格納用バッファを参
照して物理アドレスに変換するアドレス変換機構と、こ
のアドレス変換機構の指示により生成された物理アドレ
スに基づいて前記ディスクユニットを制御する入出力制
御部とを有し、前記アドレス変換機構が保持するスルー
プット評価式に基づき前記アドレス変換テーブルと物理
的なデータの配置とを操作することにより、ホストコン
ピュータからは論理的配置は同等に見せたまま、データ
の物理的な再配置をディスク装置内で行い、スループッ
トを向上することを特徴とする。

【００１０】また、本発明のデータ再配置可能なディス
ク装置は、前記ディスクユニットの空きアドレスを管理
する空きアドレス管理用バッファと、ホストコンピュー
タからの入出力要求をキューイングするコマンドキュー
とを備え、前記アドレス変換機構が、ディスク装置に対
する書き換え要求にあった論理アドレスに書き込むべき
データを連続した物理アドレスに配置することにより、
前記ディスクユニットの書き換え速度を最大限に生か
す。

【００１１】さらに、本発明のデータ再配置可能なディ
スク装置は、時間を計測して一定時間毎に割り込みを発
生するタイマーを備え、前記タイマーからの割り込みに
基づいて、前記アドレス変換機構が、前記コマンドキュ
ー内の入出力要求の受信状況を計測し、ホストコンピュ
ータからの入出力要求が無い場合にはホストコンピュー
タからの要求無しにスループット評価式に基づきデータ
の再配置を実行可能とする。

【００１２】さらにまた、本発明のデータ再配置可能な
ディスク装置は、前記ディスクユニットを複数備え、前
記入出力制御部が、前記複数のディスクユニットにまた
がってデータを記録することにより、前記複数のディス
クユニットを論理的に１台のディスクユニットとしてあ
つかえるようにする。

【００１３】また、本発明のデータ再配置可能なディス
ク装置は、ディスクユニット内の特定の物理アドレスと
論理アドレスとの対応付けを示すアドレス変換テーブル
をディスク面上に記録した複数のディスクユニットと、
各ディスクユニット対応に設けられた複数のディスクイ
ンタフェースと、ホストコンピュータからの入出力要求
内の論理アドレスを各ディスクユニットに対応する論理
アドレスに変換して入出力要求を各ディスクインタフェ
ースに割り振る論理アドレス変換機構と、各ディスクイ
ンタフェース対応に設けられ、対応するディスクユニッ
トのアドレス変換テーブルを保持するアドレス変換テー
ブル格納用バッファと、対応するディスクユニットの空
きアドレスを管理する空きアドレス管理用バッファとか
らなるアドレス変換バッファと、各ディスクインタフェ
ース内に設けられ、ホストコンピュータからの対応する
ディスクユニットに対する入出力要求をキューイングす
るコマンドキューと、各ディスクインタフェース内に設
けられ、ディスク装置の起動時に前記ディスクユニット
から前記アドレス変換テーブルを読み出して前記アドレ
ス変換テーブル格納用バッファに保持し、前記コマンド
キューから入出力要求を取り出し入出力要求内の論理ア
ドレスを前記アドレス変換テーブル格納用バッファを参
照して物理アドレスに変換するとともに前記空きアドレ
ス管理用バッファを使用して空きアドレスを管理するア
ドレス変換機構と、各ディスクインタフェース内に設け
られ、前記アドレス変換機構の指示により生成された物
理アドレスに基づいて対応するディスクユニットを制御
する入出力制御部とを有し、前記アドレス変換機構が、
前記複数のディスクユニット間でのデータの移動を行う
と同時に、データの移動に伴う前記アドレス変換テーブ
ルの操作を実行することを特徴とする。

【００１４】さらにまた、本発明のデータ再配置可能な
ディスク装置は、データの再配置を行う際に再配置前の
データも消去せず、１つの論理アドレスに対して複数の
物理アドレスに該当データの保存を実現し、データのイ
メージを複数持つことにより、スループットの向上と同
時にデータの信頼性を保証できるようにする。

【００１５】

【発明の実施の形態】次に、本発明について図面を参照
して詳細に説明する。

【００１６】

【実施例】図１は、本発明の第１実施例に係るデータ再
配置可能なディスク装置の構成を示すブロック図であ
る。本実施例のデータ再配置可能なディスク装置は、ア
ドレス変換テーブルを保持するアドレス変換バッファ２
と、ディスクインタフェース３と、ディスクユニット４
内の特定の物理アドレスと論理アドレスとの対応付けを
示すアドレス変換テーブルをディスク面上に記録したデ
ィスクユニット４とから、その主要部が構成されてい
る。

【００１７】ディスクインタフェース３は、ディスク装
置の起動時にアドレス変換テーブルをディスクユニット
４から読み出してアドレス変換バッファ２に保持し、ホ
ストコンピュータ１からの入出力要求内のコマンドに保
持されている論理アドレスをアドレス変換バッファ２を
参照して物理アドレスに変換するアドレス変換機構３１
と、入出力チャネルＣＨおよびデータバスＤＢ１を介し
てホストコンピュータ１とアドレス変換機構３１とを接
続するバスインタフェース制御部３２と、データバスＤ
Ｂ２およびデータバスＤＢ３を介してアドレス変換機構
３１およびアドレス変換バッファ２とディスクユニット
４とを接続する入出力制御部３３とから構成されてい
る。

【００１８】なお、図１中、ＣＢ１はコマンドバスを示
す。

【００１９】図２は、アドレス変換バッファ２とアドレ
ス変換機構３１においてアドレス変換を行うためのアド
レス変換テーブルを示す図である。アドレス変換テーブ
ルを構成するには、さまざまな構造のテーブルを使用可
能である。図２は、その最も簡単な論理アドレスと物理
アドレスとを組みにしたデータ構造であり、このアドレ
ス変換テーブルのデータをアドレス変換バッファ２にロ
ードし、アドレス変換機構３１がこのアドレス変換テー
ブルを参照することによりアドレス変換を実現すること
ができる。

【００２０】図２のアドレス変換テーブルの場合は、論
理アドレスと物理アドレスとの対応を１通りしか実現不
可能であるが、図３に示すように、論理アドレスと物理
アドレスとを保持するエントリを別のデータ構造とし、
各々に各エントリへのポインタを含めることにより、図
４に示すリスト構造のように、１つの論理アドレスエン
トリに対して、複数の物理アドレスを保持することが可
能となり、アドレス変換機構３１がこのデータ構造を参
照する際に、これらの複数の物理アドレスエントリよ
り、動作条件の最適なエントリを選ぶことにより、柔軟
なアドレス変換を実現することができる。

【００２１】また、これらのアドレス変換テーブルのデ
ータ構造を保持する際に、多数の論理アドレスエントリ
から該当する論理アドレスエントリを高速に選択するた
めには、さらに図５に示すようなハッシュテーブルを使
用して管理することにより、高速の検索が可能である。

【００２２】さらに、データの領域の確保をシーケンシ
ャルに連続的に管理しようとする場合は、図６に示すよ
うなデータをＢｔｒｅｅで管理する場合のデータ構造に
おいて、物理アドレス／論理アドレスの変換用エントリ
に加えて、領域の長さを示すエントリを付加すると管理
が容易となる。

【００２３】図７および図８は、Ｂｔｒｅｅを使用した
場合のデータの管理構造例を示す。この例では、Ｂｔｒ
ｅｅを使用して領域を管理することにより、検索の効率
と未使用領域の確保処理を効率的に行うことができる。
また、図６に示すように、連続領域の終了を示すエンド
エントリを用いれば、検索処理の際の領域の判定におい
て、アドレスと長さとによる演算無しに、領域の判定を
行うことが可能となり、より効果的な検索が可能とな
る。

【００２４】次に、このように構成された第１の実施例
のデータ再配置可能なディスク装置の動作について説明
する。

【００２５】ホストコンピュータ１からの入出力要求
は、入出力チャネルＣＨを通してディスクインタフェー
ス３内のバスインタフェース制御部３２に入力される。

【００２６】バスインタフェース制御部３２は、入出力
要求からその処理内容やアクセスする論理アドレスを取
り出し、アドレス変換機構３１に渡す。

【００２７】アドレス変換機構３１は、要求内容の論理
アドレスに関してコマンドバスＣＢ１を通してアドレス
変換バッファ２を検索する。検索するデータの内容は、
前記のような各種変換テーブルの構造により管理がなさ
れているものとする。その結果検索された物理アドレス
は、データバスＤＢ２を通してアドレス変換機構３１に
一旦引き取られた後、改めてデータバスＤＢ２を通して
入出力制御部３３に送られる。

【００２８】入出力制御部３３は、受け取った入出力要
求に基づいてデータバスＤＢ３を通してディスクユニッ
ト４を制御する。ディスクユニット４とホストコンピュ
ータ１との間のデータの転送は、入出力チャネルＣＨ，
データバスＤＢ１，データバスＤＢ２およびデータバス
ＤＢ３を通して実行される。

【００２９】また、アドレス変換機構３１は、アドレス
変換機構３１内に保持する後述のスループット評価式に
基づき、スループットが最大となるように、アドレス変
換バッファ２を操作すると同時に、物理的なデータの再
配置のために、データの読み出しおよび書き込み要求を
入出力制御部３３に対して発行可能である。入出力制御
部３３は、その処理の終了をアドレス変換機構３１に通
知する時点で、アドレス変換テーブルに、その再配置処
理の結果を反映する。

【００３０】次に、アドレス変換機構３１内で使用する
スループット評価式の設定例を説明する。スループット
は、ディスクユニット４のシーク時間，回転待ち時間な
どの機械的特性からなるアクセス時間と、ディスクイン
タフェース３上のバッファマネージメントを実行するソ
フトウェア処理時間、すなわちソフトウェアオーバーヘ
ッド時間とから決定される。アクセス時間とソフトウェ
ア処理時間とを加えたトータルの処理時間が最小となる
ときに、見かけ上ホストコンピュータ１からはスループ
ットが最大となったように見える。

【００３１】これらのオーバーヘッドのうち、アクセス
時間はデータの配置により変化し、トータルのシーク距
離が短い方がアクセス時間も短い傾向がある。

【００３２】一方、ソフトウェア処理時間は、管理して
いるバッファの管理アルゴリズムに依存する。これらの
バッファ管理アルゴリズムは、ブロック状のデータ入出
力動作の単位であるセクタや、その集まりであるエクス
テント毎に管理用のタグを設ける必要がある。以下、説
明する実施例では、検索用タグとしては、データ管理構
造のエントリーを用いることとする。そのため、これら
のタグを管理するアルゴリズムの、タグの検索速度が高
速であるか、検索するタグの量が少ない方がソフトウェ
ア処理時間が短くなる傾向にある。

【００３３】よって、アクセス時間とソフトウェア処理
時間とを見積り、次の入出力要求に対してディスク装置
のスループットが最大となるように、ディスクユニット
４の入出力処理手順を制御することが可能となる。

【００３４】同様に、アクセス時間とソフトウェア処理
時間とを見積り、次に要求される入出力要求を、過去の
入出力要求から推定し、推定した入出力要求に対して、
ソフトウェア処理のオーバーヘッドが過大であり、スル
ープットが低下すると判断された場合には、検索タグの
量を減らすように、データの再配置を実行する。

【００３５】ここで、過去の入出力要求から次の入出力
要求を推定する方法としては、さまざまな方法が考えら
れる。例えば、過去ｎ（正整数）回の入出力要求におけ
る平均シーク距離，平均回転待ち時間，平均ソフトウェ
ア処理時間，平均データ転送時間などを用いればよい。

【００３６】ソフトウェア処理のオーバーヘッドが過大
であるかどうかを判断するには、例えばディスク装置の
入出力処理時間のスループット評価式において、推定さ
れるシーク時間および回転待ち時間に対して、推定され
るソフトウェア処理時間がある一定割合以上かどうかで
判断すればよい。

【００３７】次に、具体的なスループット評価式の設定
例を示す。アクセス時間とソフトウェア処理時間とは、
ディスク装置の特性により変化するため、一概にその優
劣を単一のスループット評価式で決めることはできない
が、ここでは、その一例として、数１のようなスループ
ット評価式を導入することにより、システムの動作を決
定することができる。

【００３８】

【数１】

【００３９】ここで、Ｔ_seek,i＝シーク時間，Ｔ_rot,i
＝回転待ち時間，Ｔ_soft,i＝ソフトウェア処理時間，Ｔ
_trans,i＝データ転送時間である。

【００４０】なお、特定のｉ番目のアクセス動作に関す
るパラメータは添え字ｉで表しており、以下、Σ記号の
添え字としてｉを使用している場合は、ｉは過去のｎ回
のアクセス動作におけるパラメータを示している。

【００４１】この入出力処理時間を基に、ディスク装置
のスループット評価式を求める。スループットは、単位
時間当たりの入出力処理性能で与えられる。よって、こ
こでは、過去の複数回（ｎ回）の入出力処理時間により
見積ることとする。先ほどの数１を使用して、過去ｎ回
の入出力処理時間を求めると、数２で与えられる。

【００４２】

【数２】

【００４３】ここで、Ｔ_seek,i＝シーク時間，Ｔ_rof,i
＝回転待ち時間，Ｔ_soft,i＝ソフトウェア処理時間，Ｔ
_trans,i＝データ転送時間，Ｔ_rot,average＝平均回転
待ち時間，ω_seek＝シーク動作に関する重み係数，ω
_soft＝ソフトウェア処理時間に関する重み係数，Ｎ
_access＝アクセス回数，Ｎ_tag＝タグ数である。

【００４４】これらのパラメータは、シーク時間Ｔ
_seek,iを除いて、あらかじめオフラインで設定すること
が可能なパラメータである。シーク時間Ｔ_seek,iは、デ
ィスクアクセス動作前後の相関が強いため、数３のよう
な非線型な近似式を適用して求めるのが望ましい。

【００４５】

【数３】

【００４６】ただし、ここで、Ｄ_seek,iはシーク距離を
示し、ａ，ｂはディスユニット４の機械的特性から求ま
る定数である。また、数３の近似式は、ディスクユニッ
ト４のシーク動作において、静止状態からアクチュエー
タの最大移動速度まで最大加速した後、最大減速により
静止した位置までの移動距離を最大加減速距離と定義す
ると、シーク距離が最大加減速距離以下の条件において
成立する。もし、シーク距離が最大加減速距離以上の場
合は、近似的に数４で与えられる。

【００４７】

【数４】

【００４８】ただし、ｃ，ｄは、ディスクユニット４の
機械的特性から求まる定数である。以上のように、ディ
スク装置への入出力処理に伴う処理時間は、近似的に見
積ることが可能であり、数５より、単位時間当たりの入
出力性能、すなわちスループットを推定することが可能
である。

【００４９】

【数５】

【００５０】このスループットの算定式をスループット
評価式とし、アドレス変換機構３１においてホストコン
ピュータ１から要求された論理アドレスに対する入出力
要求を、決まったアドレス分だけシフトして論理アドレ
スとする場合と、現在のヘッドの位置から割り出される
最も近い物理アドレスに変換して処理する場合とを比較
し、スループットがより大きくなる入出力処理を決定
し、入出力処理の手順を決定することができる。

【００５１】図９は、本発明の第２実施例に係るデータ
再配置可能なディスク装置の構成を示すブロック図であ
る。本実施例のデータ再配置可能なディスク装置は、ア
ドレス変換テーブルを保持するアドレス変換テーブル格
納用バッファ２１および空きアドレスを管理する空きア
ドレス管理用バッファ２２からなるアドレス変換バッフ
ァ２と、ディスクインタフェース３と、ディスクユニッ
ト４内の特定の物理アドレスと論理アドレスとの対応付
けを示すアドレス変換テーブルをディスク面上に記録し
たディスクユニット４とから、その主要部が構成されて
いる。

【００５２】ディスクインタフェース３は、ディスク装
置の起動時にアドレス変換テーブルをディスクユニット
４から読み出してアドレス変換テーブル格納用バッファ
２１に保持し、コマンドキュー３４から入出力要求を取
り出し入出力要求内のコマンドに保持されている論理ア
ドレスをアドレス変換テーブル格納用バッファ２１を参
照して物理アドレスに変換するとともに空きアドレス管
理用バッファ２２を使用して空きアドレスを管理するア
ドレス変換機構３１と、入出力チャネルＣＨおよびデー
タバスＤＢ１を介してホストコンピュータ１とアドレス
変換機構３１とを接続するバスインタフェース制御部３
２と、データバスＤＢ２およびデータバスＤＢ３を介し
てアドレス変換機構３１およびアドレス変換バッファ２
とディスクユニット４とを接続する入出力制御部３３
と、ホストコンピュータ１からの入出力要求をキューイ
ングするコマンドキュー３４とから構成されている。

【００５３】なお、図９中、ＣＢ１，ＣＢ３およびＣＢ
４はコマンドバスをそれぞれ示す。

【００５４】次に、このように構成された第２実施例の
データ再配置可能なディスク装置の動作について説明す
る。

【００５５】ホストコンピュータ１からの入出力要求
は、入出力チャネルＣＨを通してディスクインタフェー
ス３内のバスインタフェース制御部３２に入力される。

【００５６】バスインタフェース制御部３２は、入出力
要求からその処理内容やアクセスする論理アドレスを取
り出し、コマンドバスＣＢ３を通してコマンドキュー３
４に入れる。

【００５７】アドレス変換機構３１は、コマンドキュー
３４に入出力要求が１つしか無い場合には、第１実施例
のデータ再配置可能なディスク装置におけるスループッ
ト評価式に基づいて同様に処理を実行する。コマンドキ
ュー３４に複数の入出力要求があった場合には、アドレ
ス変換機構３１は、数６のようなスループット評価式に
基づいて動作を決定すればよい。ただし、ここで、ｎは
コマンドキュー３４内の入出力要求数ｎ_queueに比較し
て十分大きいものとし、処理に伴うタグの増減は無視で
きるものと仮定する。また、数６では、過去ｎ回のアク
セス処理を明確にするため、ｉを０から始まる自然数と
して表すが、本質的な違いはない。

【００５８】

【数６】

【００５９】ここで、Ｔ_seek,i＝シーク時間，Ｔ
_trans,i＝データ転送時間，Ｔ_rot,averag _e＝平均回転
待ち時間，ω_seek＝シーク動作に関する重み係数，ω
_soft＝ソフトウェア処理時間に関する重み係数，Ｎ
_access＝アクセス回数，Ｎ_tag＝タグ数，ｎ_queue＝コ
マンドキュー３４内の入出力要求数である。

【００６０】この数６を使用して、アドレス変換機構３
１において、ホストコンピュータ１から要求された論理
アドレスに対する入出力要求を決まったアドレス分だけ
シフトして論理アドレスとする場合と、現在のヘッドの
位置から割り出される最も近い物理アドレスに変換して
処理する場合とを比較し、スループットがより大きくな
る入出力処理を決定し、その結果に基づいて入出力制御
部３３に入出力要求を発行する。ただし、ホストコンピ
ュータ１のファイル管理ソフトウェアであるファイルシ
ステムがコマンドキューイング、すなわちデスク装置の
都合で実行順序を変更してもよい条件下であれば、コマ
ンドキュー３４に入っている入出力要求を必要に応じて
動作順序を変え、かつヘッド位置に応じた最も近い連続
領域を確保することにより、スループット評価式が最大
となる条件を検索してもよい。また、これらの入出力要
求のうち、書き込み動作をまとめて一度のアクセスで処
理可能なように、未使用の連続領域を確保して入出力処
理を行ってもよい。

【００６１】スループット評価式で使用するディスク上
のデータ領域は、次の規則により検索可能である。コマ
ンドキュー３４から引き取った入出力要求内の論理アド
レスに関して、コマンドバスＣＢ１を通してアドレス変
換バッファ２内のアドレス変換テーブル格納用バッファ
２１および空きアドレス管理用バッファ２２を検索す
る。ただし、空きアドレス管理用バファ２２に関して
は、新たにデータ領域を確保する必要がある場合、すな
わち書き込み動作やデータの再配置処理の際に検索され
る。

【００６２】検索するデータの内容は、前記のような各
種変換テーブルの構造により管理がなされているものと
するが、空きアドレス管理用バッファ２２は、図７に示
した物理アドレス管理用データ構造を使用して管理され
る。その結果検索された物理アドレスは、データバスＤ
Ｂ２を通してアドレス変換機構３１に一旦引き取られた
後、改めてデータバスＤＢ２を通して入出力制御部３３
に送られる。

【００６３】入出力制御部３３は、受け取った入出力要
求に基づいてディスクユニット４を制御する。ディスク
ユニット４とホストコンピュータ１との間のデータの転
送は、入出力チャネルＣＨ，データバスＤＢ１，データ
バスＤＢ２およびデータバスＤＢ３を通して実行され
る。

【００６４】図１０は、本発明の第３実施例に係るデー
タ再配置可能なディスク装置の構成を示すブロック図で
ある。本実施例のデータ再配置可能なディスク装置は、
アドレス変換テーブルを保持するアドレス変換テーブル
格納用バッファ２１および空きアドレスを管理する空き
アドレス管理用バッファ２２からなるアドレス変換バッ
ファ２と、ディスクインタフェース３と、ディスクユニ
ット４内の特定の物理アドレスと論理アドレスとの対応
付けを示すアドレス変換テーブルをディスク面上に記録
したディスクユニット４とから、その主要部が構成され
ている。

【００６５】ディスクインタフェース３は、ディスク装
置の起動時にアドレス変換テーブルをディスクユニット
４から読み出してアドレス変換テーブル格納用バッファ
２１に保持し、タイマー３５からの一定時間毎の割り込
みに基づいてコマンドキュー３４内の入出力要求の受信
状況を計測し、ホストコンピュータ１からの入出力要求
が無い場合にはホストコンピュータ１からの要求によら
ずにスループット評価式に基づきデータの再配置処理を
決定し、この再配置要求内のコマンドに保持されている
論理アドレスをアドレス変換テーブル格納用バッファ２
１を参照して物理アドレスに変換するとともに空きアド
レス管理用バッファ２２を使用して空きアドレスを管理
するアドレス変換機構３１と、入出力チャネルＣＨおよ
びデータバスＤＢ１を介してホストコンピュータ１とア
ドレス変換機構３１とを接続するバスインタフェース制
御部３２と、データバスＤＢ２およびデータバスＤＢ３
を介してアドレス変換機構３１およびアドレス変換バッ
ファ２とディスクユニット４とを接続する入出力制御部
３３と、ホストコンピュータ１からの入出力要求をキュ
ーイングするコマンドキュー３４と、時間を計測して一
定時間毎に割り込みを発生するタイマー３５とから構成
されている。

【００６６】なお、図１０中、ＣＢ１，ＣＢ３，ＣＢ４
およびＣＢ５はコマンドバスをそれぞれ示す。

【００６７】次に、このように構成された第３実施例の
データ再配置可能なディスク装置の動作について説明す
る。

【００６８】ホストコンピュータ１からの入出力要求
は、入出力チャネルＣＨを通してディスクインタフェー
ス３内のバスインタフェース制御部３２に入力される。

【００６９】バスインタフェース制御部３２は、入出力
要求からその処理内容やアクセスする論理アドレスを取
り出し、コマンドバスＣＢ３を通してコマンドキュー３
４に入れる。

【００７０】アドレス変換機構３１は、ビジー状態で無
い場合は、コマンドキュー３４より入出力要求を引き取
り、入出力要求内の論理アドレスに関してコマンドバス
ＣＢ１を通してアドレス変換バッファ２内のアドレス変
換テーブル格納用バッファ２１および空きアドレス管理
用バッファ２２を検索する。ただし、空きアドレス管理
用バッファ２２に関しては、新たにデータ領域を確保す
る必要がある場合、すなわち書き込み動作やデータの移
動処理などの際にのみ検索される。検索するデータの内
容は、前記のような各種変換テーブルの構造により管理
がなされているとするが、空きアドレス管理用バッファ
２２は、図７に示した物理アドレス管理用データ構造を
使用して管理される。その結果検索された物理アドレス
は、データバスＤＢ２を通してアドレス変換機構３１に
一旦引き取られた後、改めてデータバスＤＢ２を通して
入出力制御部３３に送られる。

【００７１】一方、時間管理を行うハードウェアとして
タイマー３５を使用して時間を計測し、一定時間毎の割
り込みをコマンドバスＣＢ５を通してアドレス変換機構
３１に通知する。これにより、アドレス変換機構３１
は、コマンドキュー３４内の入出力要求の受信状況を計
測する。

【００７２】その結果、一定時間内に入出力要求が入っ
てきた場合は、アドレス変換機構３１は、第２実施例の
データ再配置可能なディスク装置と同様のスループット
評価式に基づいて入出力制御部３３に入出力要求を発行
する。入出力要求がある一定時間入ってきていないか、
コマンドキュー３４に溜まっている入出力要求数がある
一定以上となったときには、アドレス変換機構３１は、
コマンドキュー３４内の複数の入出力要求を同時に実行
する場合にスループット評価式が最大となる条件を検索
し、その結果に基づいて入出力制御部３３に入出力要求
を発行する。ただし、ホストコンピュータ１のファイル
管理ソフトウェアであるファイルシステムが、コマンド
キューイング、すなわちディスク装置の都合で実行順序
を変更してもよい条件下であれば、コマンドキュー３４
に入っている入出力要求を必要に応じて動作順序を変
え、かつヘッド位置に応じた最も近い連続領域を確保す
ることにより、スループット評価式が最大となる条件を
検索してもよい。また、これらの入出力要求のうちの書
き込み動作をまとめて一度のアクセスで処理可能なよう
に、連続領域を確保して入出力処理を行ってもよい。

【００７３】また、ホストコンピュータ１からの入出力
要求がある一定時間入ってきておらず、かつコマンドキ
ュー３４に溜まっている入出力要求が無い場合には、ア
ドレス変換機構３１は、第２実施例のデータ再配置可能
なディスク装置と同様のスループット評価式に基づい
て、データの物理的な再配置処理を決定して、入出力制
御部３３に入出力要求を発行する。

【００７４】入出力制御部３３は、受け取った入出力要
求に基づいてディスクユニット４を制御する。ディスク
ユニット４とホストコンピュータ１との間のデータの転
送は、入出力チャネルＣＨ，データバスＤＢ１，データ
バスＤＢ２およびデータバスＤＢ３を通して実行され
る。

【００７５】図１１は、本発明の第４実施例に係るデー
タ再配置可能なディスク装置の構成を示すブロック図で
ある。本実施例のデータ再配置可能なディスク装置は、
アドレス変換テーブルを保持するアドレス変換テーブル
格納用バッファ２１および複数のディスクユニット４の
空きアドレスを管理する空きアドレス管理用バッファ２
２からなるアドレス変換バッファ２と、ディスクインタ
フェース３と、ディスクユニット４内の特定の物理アド
レスと論理アドレスとの対応付けを示すアドレス変換テ
ーブルをディスク面上に記録した複数のディスクユニッ
ト４とから、その主要部が構成されている。なお、図１
１には、ディスクユニット４は３台しか描かれていない
が、４台以上の構成にも適用可能である。

【００７６】ディスクインタフェース３は、ディスク装
置の起動時にアドレス変換テーブルをディスクユニット
４から読み出してアドレス変換テーブル格納用バッファ
２１に保持し、コマンドキュー３４から入出力要求を取
り出し入出力要求内のコマンドに保持されている論理ア
ドレスをアドレス変換テーブル格納用バッファ２１を参
照して物理アドレスに変換するとともに空きアドレス管
理用バッファ２２を使用して空きアドレスを管理し、複
数のディスクユニット４間でのデータを移動すると同時
にデータの移動に伴うアドレス変換テーブルの操作を実
行するアドレス変換機構３１と、入出力チャネルＣＨお
よびデータバスＤＢ１を介してホストコンピュータ１と
アドレス変換機構３１とを接続するバスインタフェース
制御部３２と、データバスＤＢ２およびデータバスＤＢ
３を介してアドレス変換機構３１およびアドレス変換バ
ッファ２と複数のディスクユニット４とを接続する入出
力制御部３３と、ホストコンピュータ１からの入出力要
求をキューイングするコマンドキュー３４とから構成さ
れている。

【００７７】なお、図１１中、ＣＢ１，ＣＢ２，ＣＢ３
およびＣＢ４はコマンドバスをそれぞれ示す。

【００７８】図１２は、アドレス変換テーブルで使用さ
れるアドレス変換エントリのデータ構造である。図１２
を参照すると、物理アドレスのスタートエントリはディ
スク番号，物理アドレス，長さおよび論理アドレスの各
フィールドからなり、物理アドレスのエンドエントリは
ディスク番号，物理アドレス，長さおよび論理アドレス
の各フィールドからなるが、長さおよび論理アドレスは
ＮＵＬＬとなっている。また、論理アドレスのスタート
エントリは論理アドレス，ディスク番号，物理アドレス
および長さの各フィールドからなり、論理アドレスのエ
ンドエントリは論理アドレス，ディスク番号，物理アド
レスおよび長さの各フィールドからなるが、ディスク番
号，物理アドレスおよび長さはＮＵＬＬとなっている。

【００７９】次に、このように構成された第４実施例の
データ再配置可能なディスク装置の動作について説明す
る。

【００８０】ホストコンピュータ１からの入出力要求
は、入出力チャネルＣＨを通してディスクインタフェー
ス３内のバスインタフェース制御部３２に入力される。

【００８１】バスインタフェース制御部３２は、入出力
要求からその処理内容やアクセスする論理アドレスを取
り出し、コマンドバスＣＢ３を通してコマンドキュー３
４に入れる。

【００８２】アドレス変換機構３１は、ビジー状態で無
い場合は、コマンドキュー３４より入出力要求を引き取
り、入出力要求内の論理アドレスに関してコマンドバス
ＣＢ１を通してアドレス変換バッファ２内のアドレス変
換テーブル格納用バッファ２１および空きアドレス管理
用バッファ２２を検索する。ただし、空きアドレス管理
用バッファ２２に関しては、新たにデータ領域を確保す
る必要がある場合、すなわち書き込み動作やデータの移
動処理などの際にのみ検索される。検索するデータの内
容は、前記のような各種変換テーブルの構造により管理
がなされているとするが、空きアドレス管理用バッファ
２２は、図７に示した物理アドレス管理用データ構造を
使用して管理される。ここで、各アドレスのエントリと
しては、図１２に示すように、複数のディスクユニット
４から特定のディスクユニット４を選択するためのディ
スク番号の項目を含んだエントリを使用することとす
る。このエントリは、データバスＤＢ２を通してアドレ
ス変換機構３１に一旦引き取られる。アドレス変換機構
３１は、引き取られた検索結果に基づき、数５および数
６から与えられるスループット評価式を使用して、スル
ープットを最大とする入出力処理を選択し、その入出力
要求をデータバスＤＢ２を通して入出力制御部３３に送
る。

【００８３】入出力制御部３３は、受け取った入出力要
求に基づいて該当するディスクユニット４を選択し、コ
マンドバスＣＢ２を介して入出力を制御する。ディスク
ユニット４とホストコンピュータ１との間のデータの転
送は、入出力チャネルＣＨ，データバスＤＢ１，ＤＢ２
およびＤＢ３を通して実行される。

【００８４】図１３は、本発明の第５実施例に係るデー
タ再配置可能なディスク装置の構成を示すブロック図で
ある。本実施例のデータ再配置可能なディスク装置は、
各ディスクインタフェース３対応に設けられ、対応する
ディスクユニット４のアドレス変換テーブルを保持する
アドレス変換テーブル格納用バッファ２１および対応す
るディスクユニット４の空きアドレスを管理する空きア
ドレス管理用バッファ２２とからなるアドレス変換バッ
ファ２と、各ディスクユニット４対応に設けられた複数
のディスクインタフェース３と、入出力チャネルＣＨお
よびデータバスＤＢ４を介してホストコンピュータ１と
論理アドレス変換機構３５とを接続するバスインタフェ
ース制御部３２と、ホストコンピュータ１からの入出力
要求内の論理アドレスを各ディスクユニット４に対応す
る論理アドレスに変換して入出力要求を各ディスクイン
タフェース３に割り振る論理アドレス変換機構３５と、
ディスクユニット４内の特定の物理アドレスと論理アド
レスとの対応付けを示すアドレス変換テーブルをディス
ク面上に記録した複数のディスクユニット４とから、そ
の主要部が構成されている。なお、図１３には、ディス
クユニット４は２台しか描かれていないが、３台以上の
構成にも適用可能である。

【００８５】ディスクインタフェース３は、ディスク装
置の起動時にアドレス変換テーブルをディスクユニット
４から読み出してアドレス変換テーブル格納用バッファ
２１に保持し、コマンドキュー３４から入出力要求を取
り出し入出力要求内の論理アドレスをアドレス変換テー
ブル格納用バッファ２１を参照して物理アドレスに変換
するとともに空きアドレス管理用バッファ２２を使用し
て空きアドレスを管理し、複数のディスクユニット４間
でデータを移動すると同時に、データの移動に伴うアド
レス変換テーブルの操作を実行するアドレス変換機構３
１と、データバスＤＢ２およびデータバスＤＢ３を介し
てアドレス変換機構３１およびアドレス変換バッファ２
と対応するディスクユニット４とを接続する入出力制御
部３３と、各ディスクインタフェース３内に設けられホ
ストコンピュータ１からの対応するディスクユニット４
に対する入出力要求をキューイングするコマンドキュー
３４とから構成されている。

【００８６】なお、図１３中、ＣＢ１，ＣＢ３およびＣ
Ｂ４はコマンドバスをそれぞれ示す。

【００８７】次に、このように構成された第５実施例の
データ再配置可能なディスク装置の動作について説明す
る。

【００８８】ホストコンピュータ１からの入出力要求
は、入出力チャネルＣＨを通してバスインタフェース制
御部３２に入力される。

【００８９】バスインタフェース制御部３２は、入出力
要求からその処理内容やアクセスする論理アドレスを取
り出し、論理アドレス変換機構３５に渡す。

【００９０】論理アドレス変換機構３５は、受け取った
論理アドレスからディスク番号と論理アドレスとに変換
する。ただし、ここでの変換は、従来のディスクアレイ
などと同様に単純に論理アドレスからの変換を行うもの
とし、どの論理アドレスをどのディスクユニット４に対
応づけさせるかは実装に依存するが、方法としては、論
理アドレスの上位ビット、あるいは下位ビットを複数
本、ディスク選択用アドレスとして使用し、残りのビッ
トを各ディスクユニット４内の論理アドレスに割り振る
ことで実現可能である。変換されたディスク番号に基づ
き、コマンドバスＣＢ３を通して該当するディスクユニ
ット４に接続されたディスクインタフェース３を選択
し、入出力要求を各ディスクインタフェース３内のコマ
ンドキュー３４に入れる。

【００９１】アドレス変換機構３１は、ビジー状態で無
い場合は、コマンドキュー３４より入出力要求を引き取
り、入出力要求内の論理アドレスに関してコマンドバス
ＣＢ１を通してアドレス変換バッファ２内のアドレス変
換テーブル格納用バッファ２１および空きアドレス管理
用バッファ２２を検索する。ただし、空きアドレス管理
用バッファ２２に関しては、新たにデータ領域を確保す
る必要がある場合、すなわち書き込み動作や、データの
移動処理などの際にのみ検索される。検索するデータの
内容は、前記のような各種変換テーブルの構造により管
理がなされているとするが、空きアドレス管理用バッフ
ァ２２は、図７に示した物理アドレス管理用データ構造
を使用して管理される。その結果検索された物理アドレ
スは、データバスＤＢ２を通してアドレス変換機構３１
に一旦引き取られる。アドレス変換機構３１は、引き取
られた検索結果に基づき、数５および数６から与えられ
るスループット評価式を使用して、スループットを最大
とする入出力処理を選択し、その入出力要求をデータバ
スＤＢ２を通して入出力制御部３３に送る。

【００９２】入出力制御部３３は、受け取った入出力要
求に基づいて対応するディスクユニット４を制御する。
ディスクユニット４とホストコンピュータ１との間のデ
ータの転送は、入出力チャネルＣＨ，データバスＤＢ
１，データバスＤＢ２およびデータバスＤＢ３を通して
実行される。

【００９３】図１４は、図１に示した第１実施例のデー
タ再配置可能なディスク装置において、データの書き換
え処理を行う場合の処理手順の一例を示すフローチャー
トである。この処理手順は、アドレス変換テーブル読み
出しステップ１０１と、入出力要求有無判定ステップ１
０２と、コマンド判定ステップ１０３と、アドレス変換
テーブル参照ステップ１０４と、アドレス変換テーブル
エントリ生成ステップ１０５と、エントリ有無判定ステ
ップ１０６と、物理アドレス生成ステップ１０７と、規
則性物理アドレス生成ステップ１０８と、コマンド実行
ステップ１０９と、再配置必要性判定ステップ１１０
と、再配置用エントリ生成ステップ１１１と、再配置用
コマンド生成ステップ１１２とからなる。

【００９４】図１５は、再配置用エントリのデータ構造
を示す説明図である。再配置用の物理アドレスのエント
リは、ディスク番号，物理アドレス，長さおよび論理ア
ドレスの各フィールドからなる。

【００９５】図１６は、データの配置方式を示す説明図
である。

【００９６】ディスク装置が処理を開始後、アドレス変
換機構３１は、ディスクユニット４からアドレス変換テ
ーブルを読み出してアドレス変換バッファ２に格納し
（ステップ１０１）、ホストコンピュータ１からの入出
力要求が入るのを待つ（ステップ１０２）。

【００９７】入出力要求が入った場合は、アドレス変換
機構３１は、コマンドの種別を判定し（ステップ１０
３）、読み出し処理の場合は、アドレス変換テーブルを
参照して（ステップ１０４）、要求のあった入出力要求
の論理アドレスが存在するかどうかを検索し（ステップ
１０６）、エントリが存在する場合はアドレス変換テー
ブルから物理アドレスを生成して（ステップ１０７）、
コマンドを実行する（ステップ１０９）。ステップ１０
６でエントリが存在しない場合は、アドレス変換機構３
１は、要求のあった論理アドレスを規則性のある手順、
例えば論理アドレスを一定の物理セクタ分シフトするな
どして物理アドレスを生成し（ステップ１０８）、コマ
ンドの実行を行う（ステップ１０９）。

【００９８】一方、ステップ１０３でコマンドが書き込
み処理の場合には、アドレス変換機構３１は、書き込み
可能な領域を確保してアドレス変換テーブルのエントリ
を生成した上で（ステップ１０５）、アドレス変換テー
ブルより物理アドレスを生成して（ステップ１０７）、
コマンド処理を実行する（ステップ１０９）。

【００９９】また、入出力要求が無い場合で、かつアド
レス変換テーブルのエントリが１つでも登録されている
場合は、アドレス変換機構３１は、第１実施例のデータ
再配置可能なディスク装置における数５のスループット
評価式を使用して、アクセス時間とソフトウェア処理時
間とを見積り、データの再配置が必要かどうかを判断す
る（ステップ１１０）。入出力要求に対してソフトウェ
ア処理のオーバーヘッドが過大であるためにスループッ
トが低下すると判断された場合には、アドレス変換機構
３１は、検索タグの量を減らすように、データの再配置
を実行する。なお、入出力要求に対してソフトウェア処
理のオーバーヘッドが過大であるためにスループットが
低下すると判断されなかった場合には、アドレス変換機
構３１は、ステップ１０２に制御を戻す。

【０１００】ソフトウェア処理のオーバーヘッドが過大
であると判断するには、例えばディスク装置の入出力処
理時間のスループット評価式において、推定されるシー
ク時間および回転待ち時間に対して、推定されるソフト
ウェア処理時間がある一定割合以上になった場合に過大
であると判断すればよい。スループット評価式である数
２および数５より、数７を満足する場合、アドレス変換
機構３１は、ソフトウェア処理のオーバーヘッドが過大
であると判断して、データの再配置を実行する。

【０１０１】

【数７】

【０１０２】ここで、αは、あらかじめ設定した定数と
する。

【０１０３】アドレス変換機構３１は、再配置するデー
タ領域のアドレスとしてホストコンピュータ１から入出
力要求のあった論理アドレスを固定アドレスだけシフト
して物理アドレスを生成し、アドレス変換テーブルに登
録されている論理アドレスエントリの再配置用エントリ
を生成し（ステップ１１１）、再配置用コマンドを生成
し（ステップ１１２）、コマンド処理を実行する（ステ
ップ１０９）。

【０１０４】再配置用エントリのデータ構造は、図１５
に示すような通常のエントリを使用すればよく、このア
ドレスにデータの再配置を実行する。しかし、再配置の
前後において、物理アドレスが十分離れており、平均シ
ーク距離が短縮されることにより、数７の評価条件が満
たされなくなる場合、すなわち、ソフトウェアオーバー
ヘッドが相対的に削減される場合には、再配置前のデー
タも残して再配慮処理を終了する。処理を容易とするた
め、例えば数７で使用するシーク距離としては、再配置
前後での物理アドレスの距離がディスク全体の１／２ス
トローク以上に相当する場合には、１／６ストロークに
相当するシーク距離、また再配置前後での物理アドレス
の距離が１／２ストローク以下の場合は、１／３ストロ
ークに相当するシーク距離として、数７を評価する。も
し、数７が再び満足される場合には、再配置後のデータ
のみを残し、物理アドレスエントリと再配置用エントリ
とをともに削除し、再配置処理を終了する。

【０１０５】以上、再配置処理動作の例を、図１６に示
す。図１６の例では、ホストコンピュータ１からの入出
力要求として、データ＃０およびデータ＃１のブロック
の書き込み処理要求があった場合を示している。初め
に、データ＃０およびデータ＃１のブロックを、シーケ
ンシャルに１回あるいは２回の書き込み処理で動作し、
後に入出力要求が入ってこないタイミングで、要求のあ
った論理アドレスにアドレス変換テーブルのサイズだけ
論理アドレスをシフトして生成した物理アドレスにデー
タ＃０およびデータ＃１の２回のデータ再配置処理をし
ている例である。

【０１０６】この場合、データ＃０の再配置の前後にお
いて、アドレスが１／２ストローク以上移動しており、
シークオーバヘッドが削減されると推定され、数７を満
足した場合には、データ＃０のバックアップも削除せず
残こととする。データ＃１は再配置の前後において、ア
ドレスが１／２ストロークほどは移動しておらず、シー
クオーバーへツドの削減は少ないとみられ、数７を満足
しなかった場合には、データ＃１のバックアップは削除
されることになる。

【０１０７】

【発明の効果】以上説明したように本発明は、ディスク
装置内の特定の物理アドレスと論理アドレスとの対応付
けを示すアドレス変換テーブルをディスク面上に記録し
たディスクユニットと、アドレス変換テーブルを保持す
るアドレス変換テーブル格納用バッファと、ディスク装
置の起動時にディスクユニットからアドレス変換テーブ
ルを読み出してアドレス変換テーブル格納用バッファに
保持し、ホストコンピュータからの入出力要求内の論理
アドレスをアドレス変換テーブル格納用バッファを参照
して物理アドレスに変換するアドレス変換機構と、アド
レス変換機構の指示により生成された物理アドレスに基
づいてディスクユニットを制御する入出力制御部とを有
し、アドレス変換機構が保持するスループット評価式に
基づきアドレス変換テーブルと物理的なデータの配置と
を操作することにより、ホストコンピュータからは論理
的配置は同等に見せたまま、データの物理的な再配置を
ディスク装置内で行い、スループットを向上するように
したことにより、ホストコンピュータ側の管理ソフトウ
ェアが管理する論理アドレスに基づくデータの配置処理
をディスク装置側で独立して実行可能となり、ディスク
装置の処理性能を引き出すようにデータ再配置処理を行
うことが可能になるという効果がある。

【０１０８】また、ディスクユニットの空きアドレスを
管理する空きアドレス管理用バッファと、ホストコンピ
ュータからの入出力要求をキューイングするコマンドキ
ューとを備え、アドレス変換機構が、ディスク装置に対
する書き換え要求にあった論理アドレスに書き込むべき
データを連続した物理アドレスに配置することにより、
ディスクユニットの書き換え速度を最大限に生かすこと
ができ、余計なデータアクセス無しにまとめて複数の要
求を処理することが可能となり、ディスク装置の頻繁な
アクセスにより入出力性能が低下する問題点を解決でき
るという効果がある。

【０１０９】さらに、時間を計測して一定時間毎に割り
込みを発生するタイマーを備え、タイマーからの割り込
みに基づいて、アドレス変換機構が、コマンドキュー内
の入出力要求の受信状況を計測し、ホストコンピュータ
からの入出力要求が無い場合でもホストコンピュータか
らの要求によらずにデータの再配置を実行可能とするこ
とにより、ディスク制御に伴いホストコンピュータに余
計な負荷を発生せずにデータの再配置を行うことが可能
となり、システムの処理性能が低下する問題点を解決で
きるという効果がある。

【０１１０】さらにまた、ディスクユニットを複数備
え、入出力制御部が、複数のディスクユニットにまたが
ってデータを記録することにより、複数のディスクユニ
ットを論理的に１台のディスクユニットとしてあつかえ
るようになり、従来のホストコンピュータ上のソフトウ
ェアで管理を行わなければならなかった制約を除くこと
ができるという効果がある。

【０１１１】また、ディスクユニット内の特定の物理ア
ドレスと論理アドレスとの対応付けを示すアドレス変換
テーブルをディスク面上に記録した複数のディスクユニ
ットと、各ディスクユニット対応に設けられた複数のデ
ィスクインタフェースと、ホストコンピュータからの入
出力要求内の論理アドレスを各ディスクユニットに対応
する論理アドレスに変換して入出力要求を各ディスクイ
ンタフェースに割り振る論理アドレス変換機構と、各デ
ィスクインタフェース対応に設けられ、対応するディス
クユニットのアドレス変換テーブルを保持するアドレス
変換テーブル格納用バッファと、対応するディスクユニ
ットの空きアドレスを管理する空きアドレス管理用バッ
ファとからなるアドレス変換バッファと、各ディスクイ
ンタフェース内に設けられ、ホストコンピュータからの
対応するディスクユニットに対する入出力要求をキュー
イングするコマンドキューと、各ディスクインタフェー
ス内に設けられ、ディスク装置の起動時にディスクユニ
ットからアドレス変換テーブルを読み出してアドレス変
換テーブル格納用バッファに保持し、コマンドキューか
ら入出力要求を取り出し入出力要求内の論理アドレスを
アドレス変換テーブル格納用バッファを参照して物理ア
ドレスに変換するとともに空きアドレス管理用バッファ
を使用して空きアドレスを管理するアドレス変換機構
と、各ディスクインタフェース内に設けられ、アドレス
変換機構の指示により生成された物理アドレスに基づい
て対応するディスクユニットを制御する入出力制御部と
を有し、アドレス変換機構が、複数のディスクユニット
間でのデータの移動を行うと同時に、データの移動に伴
うアドレス変換テーブルの操作を実行することにより、
特定のディスク装置の処理の遅延などにより、ディスク
装置全体の処理性能が低下することを抑制することがで
きるという効果がある。

【０１１２】さらに、データの再配置を行う際に再配置
前のデータも消去せず、１つの論理アドレスに対して複
数の物理アドレスに該当データの保存を実現し、データ
のイメージを複数持つことにより、データの信頼性を向
上することができるとともに、処理オーバーヘッドの少
ない制御を選択することによりスループットを向上する
ことができるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１実施例に係るデータ再配置可能な
ディスク装置の構成を示すブロック図である。

【図２】第１実施例のデータ再配置可能なディスク装置
のアドレス変換用バッファのデータ構造の一例を示す説
明図である。

【図３】第１実施例のデータ再配置可能なディスク装置
のアドレス変換用バッファのデータ構造の他の例を示す
説明図である。

【図４】図３のデータ構造によるリスト構造を示す説明
図である。

【図５】図４のリスト構造に対してハッシュテーブルを
付加した構造を示す説明図である。

【図６】第１実施例のデータ再配置可能なディスク装置
のアドレス変換用バッファをＢｔｒｅｅで管理する場合
のデータ構造を示す説明図である。

【図７】図６のＢｔｒｅｅを使用した場合の物理アドレ
スエントリの管理構造例を示す説明図である。

【図８】図６のＢｔｒｅｅを使用した場合の論理アドレ
スエントリの管理構造例を示す説明図である。

【図９】本発明の第２実施例のデータ再配置可能なディ
スク装置の構成を示すブロック図である。

【図１０】本発明の第３実施例に係るデータ再配置可能
なディスク装置の構成を示すブロック図である。

【図１１】本発明の第４実施例に係るデータ再配置可能
なディスク装置の構成を示すブロック図である。

【図１２】第４実施例のデータ再配置可能なディスク装
置におけるアドレス変換テーブルで使用されるアドレス
変換エントリのデータ構造を示す説明図である。

【図１３】本発明の第５実施例に係るデータ再配置可能
なディスク装置の構成を示すブロック図である。

【図１４】第１実施例のデータ再配置可能なディスク装
置におけるデータの書き換え処理を行う場合の処理手順
の一例を示すフローチャートである。

【図１５】図１４の処理手順で使用される再配置用エン
トリのデータ構造を示す説明図である。

【図１６】図１４の処理手順によるデータの再配置方式
を示す説明図である。

【図１７】従来の技術を説明する図である。

【符号の説明】

１ホストコンピュータ２アドレス変換バッファ３ディスクインタフェース４ディスク装置２１アドレス変換テーブル格納用バッファ２２空きアドレス管理用バッファ３１アドレス変換機構３２バスインタフェース制御部３３入出力制御部３４コマンドキュー３５論理アドレス変換機構ＣＨ入出力チャネルＤＢ１，ＤＢ２，ＤＢ３，ＤＢ４データバスＣＢ１，ＣＢ２，ＣＢ３，ＣＢ４，ＣＢ５コマンドバ
ス

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ディスクユニット内の特定の物理アドレ
スと論理アドレスとの対応付けを示すアドレス変換テー
ブルをディスク面上に記録したディスクユニットと、前記アドレス変換テーブルを保持するアドレス変換テー
ブル格納用バッファと、ディスク装置の起動時に前記ディスクユニットから前記
アドレス変換テーブルを読み出して前記アドレス変換テ
ーブル格納用バッファに保持し、ホストコンピュータか
らの入出力要求内の論理アドレスを前記アドレス変換テ
ーブル格納用バッファを参照して物理アドレスに変換す
るアドレス変換機構と、このアドレス変換機構の指示により生成された物理アド
レスに基づいて前記ディスクユニットを制御する入出力
制御部とを有し、前記アドレス変換機構が保持するスループット評価式に
基づき前記アドレス変換テーブルと物理的なデータの配
置とを操作することにより、ホストコンピュータからは
論理的配置は同等に見せたまま、データの物理的な再配
置をディスク装置内で行い、スループットを向上するこ
とを特徴とするデータ再配置可能なディスク装置。
【請求項２】前記ディスクユニットの空きアドレスを
管理する空きアドレス管理用バッファと、ホストコンピ
ュータからの入出力要求をキューイングするコマンドキ
ューとを備え、前記アドレス変換機構が、ディスク装置
に対する書き換え要求にあった論理アドレスに書き込む
べきデータを連続した物理アドレスに配置することによ
り、前記ディスクユニットの書き換え速度を最大限に生
かす請求項１記載のデータ再配置可能なディスク装置。
【請求項３】時間を計測して一定時間毎に割り込みを
発生するタイマーを備え、前記タイマーからの割り込み
に基づいて、前記アドレス変換機構が、前記コマンドキ
ュー内の入出力要求の受信状況を計測し、ホストコンピ
ュータからの入出力要求が無い場合にはホストコンピュ
ータからの要求無しにスループット評価式に基づきデー
タの再配置を実行可能とする請求項２記載のデータ再配
置可能なディスク装置。
【請求項４】前記ディスクユニットを複数備え、前記
入出力制御部が、前記複数のディスクユニットにまたが
ってデータを記録することにより、前記複数のディスク
ユニットを論理的に１台のディスクユニットとしてあつ
かえるようにした請求項２記載のデータ再配置可能なデ
ィスク装置。
【請求項５】ディスクユニット内の特定の物理アドレ
スと論理アドレスとの対応付けを示すアドレス変換テー
ブルをディスク面上に記録した複数のディスクユニット
と、各ディスクユニット対応に設けられた複数のディスクイ
ンタフェースと、ホストコンピュータからの入出力要求内の論理アドレス
を各ディスクユニットに対応する論理アドレスに変換し
て入出力要求を各ディスクインタフェースに割り振る論
理アドレス変換機構と、各ディスクインタフェース対応に設けられ、対応するデ
ィスクユニットのアドレス変換テーブルを保持するアド
レス変換テーブル格納用バッファと、対応するディスク
ユニットの空きアドレスを管理する空きアドレス管理用
バッファとからなるアドレス変換バッファと、各ディスクインタフェース内に設けられ、ホストコンピ
ュータからの対応するディスクユニットに対する入出力
要求をキューイングするコマンドキューと、各ディスクインタフェース内に設けられ、ディスク装置
の起動時に前記ディスクユニットから前記アドレス変換
テーブルを読み出して前記アドレス変換テーブル格納用
バッファに保持し、前記コマンドキューから入出力要求
を取り出し入出力要求内の論理アドレスを前記アドレス
変換テーブル格納用バッファを参照して物理アドレスに
変換するとともに前記空きアドレス管理用バッファを使
用して空きアドレスを管理するアドレス変換機構と、各ディスクインタフェース内に設けられ、前記アドレス
変換機構の指示により生成された物理アドレスに基づい
て対応するディスクユニットを制御する入出力制御部と
を有し、前記アドレス変換機構が、前記複数のディスクユニット
間でのデータの移動を行うと同時に、データの移動に伴
う前記アドレス変換テーブルの操作を実行することを特
徴とするデータ再配置可能なディスク装置。
【請求項６】データの再配置を行う際に再配置前のデ
ータも消去せず、１つの論理アドレスに対して複数の物
理アドレスに該当データの保存を実現し、データのイメ
ージを複数持つことにより、スループットの向上と同時
にデータの信頼性を保証できるようにした請求項１記載
のデータ再配置可能なディスク装置。