JPH09330180A - コンピュータシステムのディスクアレイ装置 - Google Patents
コンピュータシステムのディスクアレイ装置Info
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- JPH09330180A JPH09330180A JP8147003A JP14700396A JPH09330180A JP H09330180 A JPH09330180 A JP H09330180A JP 8147003 A JP8147003 A JP 8147003A JP 14700396 A JP14700396 A JP 14700396A JP H09330180 A JPH09330180 A JP H09330180A
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- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
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Abstract
(57)【要約】
【課題】ディスクアレイ装置の初期導入時に必要なパリ
ティ合わせ処理を省き、パリティ合わせにかかる時間を
省略する。また、ディスクアレイ装置を使用するユーザ
に対して、パリティを意識させない。 【解決手段】ストライプグループ毎のパリティの生成／
未生成の情報を保持する冗長データ情報時保持手段を設
けている。パリティ未生成のストライプグループに対し
てライト要求が起きた場合には、書き込み対象のストラ
イプグループのパリティを生成するようにライト処理を
行い、冗長データ情報保持手段１４０にストライプのパ
リティを生成しそれを保持する。
ティ合わせ処理を省き、パリティ合わせにかかる時間を
省略する。また、ディスクアレイ装置を使用するユーザ
に対して、パリティを意識させない。 【解決手段】ストライプグループ毎のパリティの生成／
未生成の情報を保持する冗長データ情報時保持手段を設
けている。パリティ未生成のストライプグループに対し
てライト要求が起きた場合には、書き込み対象のストラ
イプグループのパリティを生成するようにライト処理を
行い、冗長データ情報保持手段１４０にストライプのパ
リティを生成しそれを保持する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータシス
テムの記憶装置に関する。
テムの記憶装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来、単体で用いられていた磁気ディス
ク装置（ハードディスク装置）に代えて、複数の磁気デ
ィスク装置を並列に動かして読み出し／書き込みの高速
化を図り、冗長構成によって信頼性をあげた外部記憶装
置であるディスクアレイ装置が考えられている（論
文：″Ａ Ｃase for Ｒedundant Ａrrays of Ｉnexpens
iveＤisks（ＲＡＩＤ）″，Ｄavid Ａ.Ｐatterson，Ｇa
rth Ｇibson，and ＲandyＨ.Ｋatz，Ｃomputer Ｓcienc
e Ｄivision Ｄepartment of Ｅlectrical Ｅngineerin
g and Ｃomputer Ｓcience，Ｕniversity of Ｃaliforn
ia Ｂerkelay）。記憶装置は、一般的にディスクアレイ
装置やＲＡＩＤ（Ｒedundant Ａrrays ofＩnexpensive
Ｄisks）と呼ばれている。論文の中では、ディスクアレ
イ装置の構成により、そのレベルに１から５までの番号
が与えられている。ＲＡＩＤレベル３は、大量のデータ
を転送するシーケンシャルファイルアクセスに対し性能
の向上が見込め、ＲＡＩＤレベル５は、小さなサイズの
読み書きが大量に発生するランダムアクセスに対して性
能の向上が見込まれることは周知の通りである（日経エ
レクトロニクス1993/4/26Ｎo.576Ｐ.77〜91特集ディス
クアレイ装置）。
ク装置（ハードディスク装置）に代えて、複数の磁気デ
ィスク装置を並列に動かして読み出し／書き込みの高速
化を図り、冗長構成によって信頼性をあげた外部記憶装
置であるディスクアレイ装置が考えられている（論
文：″Ａ Ｃase for Ｒedundant Ａrrays of Ｉnexpens
iveＤisks（ＲＡＩＤ）″，Ｄavid Ａ.Ｐatterson，Ｇa
rth Ｇibson，and ＲandyＨ.Ｋatz，Ｃomputer Ｓcienc
e Ｄivision Ｄepartment of Ｅlectrical Ｅngineerin
g and Ｃomputer Ｓcience，Ｕniversity of Ｃaliforn
ia Ｂerkelay）。記憶装置は、一般的にディスクアレイ
装置やＲＡＩＤ（Ｒedundant Ａrrays ofＩnexpensive
Ｄisks）と呼ばれている。論文の中では、ディスクアレ
イ装置の構成により、そのレベルに１から５までの番号
が与えられている。ＲＡＩＤレベル３は、大量のデータ
を転送するシーケンシャルファイルアクセスに対し性能
の向上が見込め、ＲＡＩＤレベル５は、小さなサイズの
読み書きが大量に発生するランダムアクセスに対して性
能の向上が見込まれることは周知の通りである（日経エ
レクトロニクス1993/4/26Ｎo.576Ｐ.77〜91特集ディス
クアレイ装置）。
【０００３】ここで、アレイ制御について、図８を用い
て説明する。ディスクアレイ装置は複数の磁気ディスク
装置を有する。アレイ制御とは、複数の磁気ディスク装
置にどのようにデータを分散させ、また、どのように冗
長データを作成し、冗長データをどこに格納するかを規
定することである。
て説明する。ディスクアレイ装置は複数の磁気ディスク
装置を有する。アレイ制御とは、複数の磁気ディスク装
置にどのようにデータを分散させ、また、どのように冗
長データを作成し、冗長データをどこに格納するかを規
定することである。
【０００４】図８に示すように、３台の磁気ディスク装
置で構成するディスクアレイ装置には、０から７までの
データ格納領域がある。このデータ格納領域はストライ
プと呼ばれ、図８では、３２ＫＢのデータを格納するこ
とができる。
置で構成するディスクアレイ装置には、０から７までの
データ格納領域がある。このデータ格納領域はストライ
プと呼ばれ、図８では、３２ＫＢのデータを格納するこ
とができる。
【０００５】また、Ｐ０１，Ｐ２３，Ｐ４５，Ｐ６７で
表す冗長データ格納領域がある。Ｐ０１には、ストライ
プ０番とストライプ１番に格納しているデータの排他的
論理和（ＸＯＲ）を演算した （Ｐ０１）＝（ストライプ０のデータ）ＸＯＲ（ストラ
イプ１のデータ） を格納する。同様にＰｎｍの場合は、 （Ｐnm）＝（ストライプｎのデータ）ＸＯＲ（ストライ
プｍのデータ） を格納する。このような冗長データは、ディスクアレイ
装置を構成するディスク装置のディスク装置の内、１台
のディスク装置が壊れた時に有効になる。この状態を縮
退状態と呼ぶが、この状態における読み書き処理につい
ては後述する。
表す冗長データ格納領域がある。Ｐ０１には、ストライ
プ０番とストライプ１番に格納しているデータの排他的
論理和（ＸＯＲ）を演算した （Ｐ０１）＝（ストライプ０のデータ）ＸＯＲ（ストラ
イプ１のデータ） を格納する。同様にＰｎｍの場合は、 （Ｐnm）＝（ストライプｎのデータ）ＸＯＲ（ストライ
プｍのデータ） を格納する。このような冗長データは、ディスクアレイ
装置を構成するディスク装置のディスク装置の内、１台
のディスク装置が壊れた時に有効になる。この状態を縮
退状態と呼ぶが、この状態における読み書き処理につい
ては後述する。
【０００６】データ格納領域のストライプｎ番からスト
ライプｍ番と、冗長データ格納領域Ｐnmをまとめて、ス
トライプグループと呼ぶ。コンピュータシステムからデ
ィスクアレイ装置を見ると、ストライプ０番から７番ま
で連続した論理的な１台の記憶装置として認識される。
しかし、実際には複数のディスク装置を使用している。
ライプｍ番と、冗長データ格納領域Ｐnmをまとめて、ス
トライプグループと呼ぶ。コンピュータシステムからデ
ィスクアレイ装置を見ると、ストライプ０番から７番ま
で連続した論理的な１台の記憶装置として認識される。
しかし、実際には複数のディスク装置を使用している。
【０００７】図８に示したデータ領域と冗長データ領域
の配置方式は、Ｌeft−Ａsymmetric方式と呼ばれ、ＲＡ
ＩＤレベル５のディスクアレイ装置では一般的な冗長デ
ータの配置方式である。
の配置方式は、Ｌeft−Ａsymmetric方式と呼ばれ、ＲＡ
ＩＤレベル５のディスクアレイ装置では一般的な冗長デ
ータの配置方式である。
【０００８】まず、コンピュータシステムがディスクア
レイ装置からデータを読み出す処理について説明する。
例えば、ストライプ４と５には、アプリケーシヨンが格
納されている。コンピュータシステムがこのアプリケー
シヨンの読み出し要求をディスクアレイ装置に発行する
と、ディスクアレイ装置は、物理ディスク装置１番のス
トライプ４番（６４ＫＢからの３２ＫＢ）と、物理ディ
スク装置２番のストライプ５番（６４ＫＢからの３２Ｋ
Ｂ）を読み出し、コンピュータシステムに転送する。
レイ装置からデータを読み出す処理について説明する。
例えば、ストライプ４と５には、アプリケーシヨンが格
納されている。コンピュータシステムがこのアプリケー
シヨンの読み出し要求をディスクアレイ装置に発行する
と、ディスクアレイ装置は、物理ディスク装置１番のス
トライプ４番（６４ＫＢからの３２ＫＢ）と、物理ディ
スク装置２番のストライプ５番（６４ＫＢからの３２Ｋ
Ｂ）を読み出し、コンピュータシステムに転送する。
【０００９】次にコンピュータシステムがディスクアレ
イ装置にデータを書き込む処理について説明する。ディ
スクアレイ装置の書き込み処理は、冗長データがあるた
めに、単体で使用されるディスク装置とは異なる。デー
タ領域に書き込みを行うと、冗長データも更新する必要
がある。例えば、ストライプ６番にデータ書き込む時に
は、二つの方式がある。
イ装置にデータを書き込む処理について説明する。ディ
スクアレイ装置の書き込み処理は、冗長データがあるた
めに、単体で使用されるディスク装置とは異なる。デー
タ領域に書き込みを行うと、冗長データも更新する必要
がある。例えば、ストライプ６番にデータ書き込む時に
は、二つの方式がある。
【００１０】第１の方法は、ストライプ６番にデータを
書き込む前に （Ｐ６７）＝（ストライプ６のデータ）ＸＯＲ（ストラ
イプ７のデータ） の演算を行い、冗長データＰ６７を生成し、ストライプ
６番のデータと、冗長データＰ６７を書き込む方式であ
る。Ｐ６７を生成するには、ストライプ７のデータを読
み出し、Ｐ６７を生成する必要がある。
書き込む前に （Ｐ６７）＝（ストライプ６のデータ）ＸＯＲ（ストラ
イプ７のデータ） の演算を行い、冗長データＰ６７を生成し、ストライプ
６番のデータと、冗長データＰ６７を書き込む方式であ
る。Ｐ６７を生成するには、ストライプ７のデータを読
み出し、Ｐ６７を生成する必要がある。
【００１１】第２の方法は、 （Ｐ６７）＝（書き込む前のストライプ６のデータ）Ｘ
ＯＲ（ストライプ６に書き込むデータ）ＸＯＲ（書き込
む前のＰ６７の冗長データ） を演算する方式である。この演算を行うためには、スト
ライプ６にデータを書き込む前に、ストライプ６のデー
タと冗長データＰ６７を読み出し、Ｐ６７を求めてか
ら、ストライプ６にデータを書き込み、冗長データＰ６
７を書き込む。
ＯＲ（ストライプ６に書き込むデータ）ＸＯＲ（書き込
む前のＰ６７の冗長データ） を演算する方式である。この演算を行うためには、スト
ライプ６にデータを書き込む前に、ストライプ６のデー
タと冗長データＰ６７を読み出し、Ｐ６７を求めてか
ら、ストライプ６にデータを書き込み、冗長データＰ６
７を書き込む。
【００１２】以後、第１の方法を読み出し型ライト処理
と呼び、第２の方法を部分更新型ライト処理と呼ぶこと
にする。
と呼び、第２の方法を部分更新型ライト処理と呼ぶこと
にする。
【００１３】冗長データにパリティを用いるディスクア
レイ装置において特徴的な、縮退時のリード処理につい
て説明する。例えば、図８で、ディスク装置１番が故障
して読み書きができなくなったとする。この状態で、ス
トライプ４，５に格納されたアプリケーシヨンを読み出
すことを考える。ディスクアレイ装置は、まず、ストラ
イプ４番からアプリケーシヨンの前半分を読み出そうと
するが、エラーが発生して読み出すことができない。こ
のような場合、ディスクアレイ装置は、冗長データＰ４
５とストライプ５を読み出し （ストライプ４のデータ）＝（Ｐ４５）ＸＯＲ（ストラ
イプ５のデータ） を演算し、壊れたディスク装置１番のデータを生成す
る。生成したストライプ４のデータと、読み出したスト
ライプ５のデータをコンピュータシステムに転送する。
これにより、ディスク装置が１台壊れた縮退状態に追い
てもデータの読み出しを行うことができる。
レイ装置において特徴的な、縮退時のリード処理につい
て説明する。例えば、図８で、ディスク装置１番が故障
して読み書きができなくなったとする。この状態で、ス
トライプ４，５に格納されたアプリケーシヨンを読み出
すことを考える。ディスクアレイ装置は、まず、ストラ
イプ４番からアプリケーシヨンの前半分を読み出そうと
するが、エラーが発生して読み出すことができない。こ
のような場合、ディスクアレイ装置は、冗長データＰ４
５とストライプ５を読み出し （ストライプ４のデータ）＝（Ｐ４５）ＸＯＲ（ストラ
イプ５のデータ） を演算し、壊れたディスク装置１番のデータを生成す
る。生成したストライプ４のデータと、読み出したスト
ライプ５のデータをコンピュータシステムに転送する。
これにより、ディスク装置が１台壊れた縮退状態に追い
てもデータの読み出しを行うことができる。
【００１４】もちろん、ディスクアレイ装置が、あらか
じめディスク装置１番が壊れていることを知っていれ
ば、ストライプ４番に対する読み出し処理は省略でき
る。
じめディスク装置１番が壊れていることを知っていれ
ば、ストライプ４番に対する読み出し処理は省略でき
る。
【００１５】縮退時に正しいデータを読むためには、正
しいパリティが生成されていなければならない。このパ
リティ合わせには、二つの方式が用いられている。
しいパリティが生成されていなければならない。このパ
リティ合わせには、二つの方式が用いられている。
【００１６】第１の方法は、全てのストライプグループ
に対して、 （Ｐnm）＝（ストライプｎのデータ）ＸＯＲ（ストライ
プｍのデータ） を演算する方式である。
に対して、 （Ｐnm）＝（ストライプｎのデータ）ＸＯＲ（ストライ
プｍのデータ） を演算する方式である。
【００１７】第２の方法は、ディスクアレイを構成する
全てのディスク装置に対して、ゼロを書き込む方式であ
る。第２の方式は演算が必要な第１の方式に比べて、デ
ィスク装置にデータを書き込むだけであり、処理が簡略
化できる。上記パリティ演算式が満たされていれば、書
き込むデータはゼロでなくても良い。
全てのディスク装置に対して、ゼロを書き込む方式であ
る。第２の方式は演算が必要な第１の方式に比べて、デ
ィスク装置にデータを書き込むだけであり、処理が簡略
化できる。上記パリティ演算式が満たされていれば、書
き込むデータはゼロでなくても良い。
【００１８】
【発明が解決しようとする課題】従来の技術で示したよ
うに、冗長データにパリティを用いるディスクアレイ装
置では、パリティがあっていなければ、縮退時のデータ
を保証することができない。つまり、パリティがあって
いない状態で縮退状態に移行すると、失ったデータを正
しく再生できない。そのため、ディスクアレイ装置で
は、パリティ合わせの処理を、ディスクアレイを構成し
た工場出荷時や、ユーザがアレイを構成した初期導入時
に必ず行わなければならない。
うに、冗長データにパリティを用いるディスクアレイ装
置では、パリティがあっていなければ、縮退時のデータ
を保証することができない。つまり、パリティがあって
いない状態で縮退状態に移行すると、失ったデータを正
しく再生できない。そのため、ディスクアレイ装置で
は、パリティ合わせの処理を、ディスクアレイを構成し
た工場出荷時や、ユーザがアレイを構成した初期導入時
に必ず行わなければならない。
【００１９】パリティ合わせにかかる時間は、ディスク
装置の性能や、ＸＯＲ演算性能等で決まる。例えば、デ
ィスク装置の書き込み性能がＩＭＢ／秒の場合、１台の
ディスクをゼロ初期化するのに、４ＧＢのディスクの場
合６８分程度かかる。
装置の性能や、ＸＯＲ演算性能等で決まる。例えば、デ
ィスク装置の書き込み性能がＩＭＢ／秒の場合、１台の
ディスクをゼロ初期化するのに、４ＧＢのディスクの場
合６８分程度かかる。
【００２０】ディスク装置は年々大容量化しており、デ
ィスクアレイ装置の容量も大容量化している。パリティ
合わせにかかる時間も年々増加している。
ィスクアレイ装置の容量も大容量化している。パリティ
合わせにかかる時間も年々増加している。
【００２１】本発明の目的は、ディスクアレイ装置の初
期導入時にかかる、パリティ合わせ時間を無くすことに
ある。
期導入時にかかる、パリティ合わせ時間を無くすことに
ある。
【００２２】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明はディスクアレイ装置に、ディスクアレイ装
置内の冗長データの状態を保持する、冗長データ状態保
持手段を設けたことを特徴とする。
に、本発明はディスクアレイ装置に、ディスクアレイ装
置内の冗長データの状態を保持する、冗長データ状態保
持手段を設けたことを特徴とする。
【００２３】また、上記目的を達成するために、コンピ
ュータシステムとディスクアレイ装置間を流れるデータ
を関する要求監視手段と、要求監視手段と冗長データ保
持手段の情報を元にアレイ制御を行う冗長データ生成手
段を設けた。
ュータシステムとディスクアレイ装置間を流れるデータ
を関する要求監視手段と、要求監視手段と冗長データ保
持手段の情報を元にアレイ制御を行う冗長データ生成手
段を設けた。
【００２４】また、上記目的を達成するために、冗長デ
ータ保持手段を不揮発性の記憶手段を使用した。
ータ保持手段を不揮発性の記憶手段を使用した。
【００２５】冗長データ状態保持手段は、ストライプグ
ループ毎の冗長データの状態を保持する。具体的には、
対応するストライプグループのパリティが既に生成済み
であるか否かを保持する。コンピュータシステムから本
発明を使用するディスクアレイ装置にライト要求が発行
されると、ディスクアレイ装置は、ライトする場所のス
トライプを求め、そのストライプグループのパリティが
生成されているか否かを冗長データ状態保持手段から読
み出す。もう既にパリティが生成されている場合には、
部分更新型ライト処理を行うことができる。まだパリテ
ィが生成されている場合には、読み出し型ライト処理を
行い、そのストライプグループのパリティを合わせ、冗
長データ情報保持手段にパリティを合わせたことを保持
する。
ループ毎の冗長データの状態を保持する。具体的には、
対応するストライプグループのパリティが既に生成済み
であるか否かを保持する。コンピュータシステムから本
発明を使用するディスクアレイ装置にライト要求が発行
されると、ディスクアレイ装置は、ライトする場所のス
トライプを求め、そのストライプグループのパリティが
生成されているか否かを冗長データ状態保持手段から読
み出す。もう既にパリティが生成されている場合には、
部分更新型ライト処理を行うことができる。まだパリテ
ィが生成されている場合には、読み出し型ライト処理を
行い、そのストライプグループのパリティを合わせ、冗
長データ情報保持手段にパリティを合わせたことを保持
する。
【００２６】以上のように処理することで、ライトが発
生したパリティグループからパリティが生成されて行
く。このため、初期導入時にパリティ合わせを行わなく
ても、ディスクアレイを使用するうちにパリティ合わせ
を行うことができる。
生したパリティグループからパリティが生成されて行
く。このため、初期導入時にパリティ合わせを行わなく
ても、ディスクアレイを使用するうちにパリティ合わせ
を行うことができる。
【００２７】要求監視手段は、ディスクアレイ装置に発
行されるコンピュータシステムからのリードライト要求
を監視する。コンピュータシステムからの要求がある既
定値以下になると、要求監視手段は、冗長データ監視手
段にストライプグループのパリティを生成するように要
求する。冗長データ生成手段は、冗長データ状態保持手
段から、まだパリティ合わせを行っていないストライプ
グループを選び出し、そのストライプグループのパリテ
ィを合わせる。このように処理することで、ライトの発
生していないストライプグループに対してもパリティを
合わせることができる。
行されるコンピュータシステムからのリードライト要求
を監視する。コンピュータシステムからの要求がある既
定値以下になると、要求監視手段は、冗長データ監視手
段にストライプグループのパリティを生成するように要
求する。冗長データ生成手段は、冗長データ状態保持手
段から、まだパリティ合わせを行っていないストライプ
グループを選び出し、そのストライプグループのパリテ
ィを合わせる。このように処理することで、ライトの発
生していないストライプグループに対してもパリティを
合わせることができる。
【００２８】本発明によるパリティ合わせの方式は、初
期導入時に行わないため、全てのストライプグループの
パリティが合うまでには時間がかかる。このため、冗長
データ情報保持手段を不揮発性の記憶手段を用いてい
る。よって、途中までパリティ合わせを行った状態で電
源を遮断しても、次回電源起動時に以前のストライプグ
ループの状態を失うことはない。
期導入時に行わないため、全てのストライプグループの
パリティが合うまでには時間がかかる。このため、冗長
データ情報保持手段を不揮発性の記憶手段を用いてい
る。よって、途中までパリティ合わせを行った状態で電
源を遮断しても、次回電源起動時に以前のストライプグ
ループの状態を失うことはない。
【００２９】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施例を図を用い
て説明する。
て説明する。
【００３０】《第１実施例》図１は、本発明の第１の実
施例であるディスクアレイ装置を備えたコンピュータシ
ステムの概略構成を示す図である。
施例であるディスクアレイ装置を備えたコンピュータシ
ステムの概略構成を示す図である。
【００３１】ディスクアレイ装置１００とコンピュータ
システム９００は、バス９５０を用いて接続する。バス
９５０としては、ＳＣＳＩ（Ｓmall Ｃomputer Ｓystem
Ｉnterface），ＩＳＡ（Ｉndustry Ｓtanderd Ａrchit
ecture），ＥＩＳＡ（Ｅxtended Ｉndustry Ｓtanderd
Ａrchitecture），ＰＣＩ（Ｐeripheral ＣompornentＩ
nterconnect）などを用いる。また、ＰＣＭＣＩＡ（Ｐe
rsonal Ｃomputer Ｍemory Ｃard Ｉnternatinal Ａsso
ciation）やＪＥＩＤＡ（Ｊapan ＥlectronicＩndustry
Ｄevelopment Ａssociation）によって規定されるイン
タフェースを用いることもできる。もちろん、その他の
バスを用いてもよい。
システム９００は、バス９５０を用いて接続する。バス
９５０としては、ＳＣＳＩ（Ｓmall Ｃomputer Ｓystem
Ｉnterface），ＩＳＡ（Ｉndustry Ｓtanderd Ａrchit
ecture），ＥＩＳＡ（Ｅxtended Ｉndustry Ｓtanderd
Ａrchitecture），ＰＣＩ（Ｐeripheral ＣompornentＩ
nterconnect）などを用いる。また、ＰＣＭＣＩＡ（Ｐe
rsonal Ｃomputer Ｍemory Ｃard Ｉnternatinal Ａsso
ciation）やＪＥＩＤＡ（Ｊapan ＥlectronicＩndustry
Ｄevelopment Ａssociation）によって規定されるイン
タフェースを用いることもできる。もちろん、その他の
バスを用いてもよい。
【００３２】ディスクアレイ装置１００には、複数のデ
ィスク装置５００を接続する。本実施例の場合は３台の
ディスク装置５００を接続する。ディスク装置を接続す
るバス５５０としてはＩＤＥやＳＣＳＩが一般的であ
る。本実施例ではＳＣＳＩを例にとる。
ィスク装置５００を接続する。本実施例の場合は３台の
ディスク装置５００を接続する。ディスク装置を接続す
るバス５５０としてはＩＤＥやＳＣＳＩが一般的であ
る。本実施例ではＳＣＳＩを例にとる。
【００３３】ディスクアレイ装置１００は、コンピュー
タシステム９００のバス９５０と接続するためのバス変
換器１１０と、ディスク装置５００を接続するためのＳ
ＣＳＩコントローラ１２０と、アレイ制御等を行うＭＰ
Ｕ１３０と、冗長データ情報保持手段を実現するＥＥＰ
ＲＯＭ（Ｅlectric Ｅrasable Ｐrogramable ＲeadＯnl
y Ｍemory）１４０で構成する。ＥＥＰＲＯＭ１４０に
保持した情報は、ディスクアレイ装置１００の電源が遮
断されても消えることはない。
タシステム９００のバス９５０と接続するためのバス変
換器１１０と、ディスク装置５００を接続するためのＳ
ＣＳＩコントローラ１２０と、アレイ制御等を行うＭＰ
Ｕ１３０と、冗長データ情報保持手段を実現するＥＥＰ
ＲＯＭ（Ｅlectric Ｅrasable Ｐrogramable ＲeadＯnl
y Ｍemory）１４０で構成する。ＥＥＰＲＯＭ１４０に
保持した情報は、ディスクアレイ装置１００の電源が遮
断されても消えることはない。
【００３４】ＭＰＵ１３０では、プログラムにより図２
で示す処理を行う。主な機能は、アレイ制御１３１と、
要求監視１３２と、冗長データ生成１３３である。本実
施例では、ディスクアレイ装置１００内にＭＰＵ１３０
を設けたが、コンピュータシステム９００内にあるＣＰ
Ｕにその処理を行わせる方法もある。
で示す処理を行う。主な機能は、アレイ制御１３１と、
要求監視１３２と、冗長データ生成１３３である。本実
施例では、ディスクアレイ装置１００内にＭＰＵ１３０
を設けたが、コンピュータシステム９００内にあるＣＰ
Ｕにその処理を行わせる方法もある。
【００３５】本発明により設けた冗長データ情報保持手
段について説明する。本実施例では、冗長データ情報保
持手段をＥＥＰＲＯＭで実現する。ＥＥＰＲＯＭの１ビ
ット毎にストライプグループのパリティ生成済み（０：
ビットＯＦＦ）と、パリティ未生成（１：ビットＯＮ）
で表す。
段について説明する。本実施例では、冗長データ情報保
持手段をＥＥＰＲＯＭで実現する。ＥＥＰＲＯＭの１ビ
ット毎にストライプグループのパリティ生成済み（０：
ビットＯＦＦ）と、パリティ未生成（１：ビットＯＮ）
で表す。
【００３６】例えば、ストライプグループ０番のパリテ
ィ生成の情報を確認するためには、アドレス００００Ｈ
の０ビット目を確認し、もしそのビットが０ならばスト
ライプグループ０番のパリティは生成済みであり、１な
らパリティは未生成である。ストライプグループ１０番
のパリティ生成の情報を確認するためには、アドレス０
００１Ｈの２ビット目を確認し、もしそのビットが０な
らストライプグループ０番のパリティは生成済みであ
り、１ならパリティは未生成である。
ィ生成の情報を確認するためには、アドレス００００Ｈ
の０ビット目を確認し、もしそのビットが０ならばスト
ライプグループ０番のパリティは生成済みであり、１な
らパリティは未生成である。ストライプグループ１０番
のパリティ生成の情報を確認するためには、アドレス０
００１Ｈの２ビット目を確認し、もしそのビットが０な
らストライプグループ０番のパリティは生成済みであ
り、１ならパリティは未生成である。
【００３７】ストライプグループが３２７６８個あるよ
うなディスクアレイ装置であれば、ＥＥＰＲＯＭ１４０
には４０９６ＫＢの容量が必要になる。
うなディスクアレイ装置であれば、ＥＥＰＲＯＭ１４０
には４０９６ＫＢの容量が必要になる。
【００３８】コンピュータシステム９００からディスク
アレイ装置にライト要求が送られてくると、ＭＰＵ１３
０内のアレイ制御１３１がライト要求を解釈し、ライト
を行うストライプグループ番号を算出する。アレイ制御
１３１は、ＥＥＰＲＯＭ１４０から、ストライプグルー
プ番号に対応するパリティの状態を獲得する。もし、パ
リティ未生成（対応するビットが１）なら読み出し型ラ
イト処理を行う。パリティが生成済み（対応するビット
が０）なら部分更新型ライト処理を行う。
アレイ装置にライト要求が送られてくると、ＭＰＵ１３
０内のアレイ制御１３１がライト要求を解釈し、ライト
を行うストライプグループ番号を算出する。アレイ制御
１３１は、ＥＥＰＲＯＭ１４０から、ストライプグルー
プ番号に対応するパリティの状態を獲得する。もし、パ
リティ未生成（対応するビットが１）なら読み出し型ラ
イト処理を行う。パリティが生成済み（対応するビット
が０）なら部分更新型ライト処理を行う。
【００３９】パリティが未生成（対応するビット１）で
読み出し型ライト処理を行った場合には、ＥＥＰＲＯＭ
１４０の対応するビットを０にする。これにより次回、
同ストライプグループにライト要求が来た場合には、部
分更新型ライト処理を行うことができる。
読み出し型ライト処理を行った場合には、ＥＥＰＲＯＭ
１４０の対応するビットを０にする。これにより次回、
同ストライプグループにライト要求が来た場合には、部
分更新型ライト処理を行うことができる。
【００４０】図６を用いて具体的にライト処理について
説明する。図６は一つのストライプグループを抜き出し
たものである。ストライプグループは、データ領域のＳ
０，Ｓ１と、冗長データ領域のＰ０１からなる。
説明する。図６は一つのストライプグループを抜き出し
たものである。ストライプグループは、データ領域のＳ
０，Ｓ１と、冗長データ領域のＰ０１からなる。
【００４１】データ領域Ｓ０の領域Ａに対してライト要
求が来た場合を考える。ＭＰＵ１３０はライト要求を受
け取ると、ストライプグループ番号を算出する。アレイ
制御１３１は、ＥＥＰＲＯＭ１４０から、ストライプグ
ループ番号に対応するパリティの状態を獲得する。
求が来た場合を考える。ＭＰＵ１３０はライト要求を受
け取ると、ストライプグループ番号を算出する。アレイ
制御１３１は、ＥＥＰＲＯＭ１４０から、ストライプグ
ループ番号に対応するパリティの状態を獲得する。
【００４２】まず、パリティが未生成（対応するビット
が１）の場合、アレイ制御１３１は、まず、領域Ａにコ
ンピュータシステムから送られてきたデータ（ＮＥＷ−
Ａ）を書き込む。書き込みが終了すると、アレイ制御１
３１はＳ０とＳ１のデータを全て読み出し、 （Ｐ０１）＝（Ｓ０）ＸＯＲ（Ｓ１） を算出する。算出した冗長データ（パリティ）をＰ０１
に書き込み、ＥＥＰＲＯＭ１４０の対応するビットを０
（パリティ生成済み）にする。
が１）の場合、アレイ制御１３１は、まず、領域Ａにコ
ンピュータシステムから送られてきたデータ（ＮＥＷ−
Ａ）を書き込む。書き込みが終了すると、アレイ制御１
３１はＳ０とＳ１のデータを全て読み出し、 （Ｐ０１）＝（Ｓ０）ＸＯＲ（Ｓ１） を算出する。算出した冗長データ（パリティ）をＰ０１
に書き込み、ＥＥＰＲＯＭ１４０の対応するビットを０
（パリティ生成済み）にする。
【００４３】次に、パリティ生成済み（対応するビット
０）の場合、アレイ制御１３１は、まず、書き込む前の
領域Ａのデータ（ＯＬＤ−Ａ）と、領域Ａに対応するＰ
０１内の領域Ｐ（ＯＬＤ−Ｐ）を読み出す。アレイ制御
１３１は （ＮＥＷ−Ｐ）＝（ＯＬＤ−Ａ）ＸＯＲ（ＯＬＤ−Ｐ）
ＸＯＲ（ＮＥＷ−Ａ） を算出する。ここで、（ＮＥＷ−Ａ）はコンピュータシ
ステムから送られた、領域Ａに書き込むべきデータであ
る。アレイ制御１３１は、領域Ａに（ＮＥＷ−Ａ）を、
領域Ｐ（ＮＥＷ−Ｐ）を書き込み処理を終了する。
０）の場合、アレイ制御１３１は、まず、書き込む前の
領域Ａのデータ（ＯＬＤ−Ａ）と、領域Ａに対応するＰ
０１内の領域Ｐ（ＯＬＤ−Ｐ）を読み出す。アレイ制御
１３１は （ＮＥＷ−Ｐ）＝（ＯＬＤ−Ａ）ＸＯＲ（ＯＬＤ−Ｐ）
ＸＯＲ（ＮＥＷ−Ａ） を算出する。ここで、（ＮＥＷ−Ａ）はコンピュータシ
ステムから送られた、領域Ａに書き込むべきデータであ
る。アレイ制御１３１は、領域Ａに（ＮＥＷ−Ａ）を、
領域Ｐ（ＮＥＷ−Ｐ）を書き込み処理を終了する。
【００４４】本発明を用いると、全てのストライプグル
ープのパリティを生成する前に、１台のディスク装置５
００が故障して、縮退状態に移行することが考えられ
る。パリティが未生成で読み出し型ライト処理を行おう
としたが、読み出し対象のディスク装置が故障していて
ストライプのデータが読み出せない場合には、そのスト
ライプからは全て０が読めたとして処理を行う。
ープのパリティを生成する前に、１台のディスク装置５
００が故障して、縮退状態に移行することが考えられ
る。パリティが未生成で読み出し型ライト処理を行おう
としたが、読み出し対象のディスク装置が故障していて
ストライプのデータが読み出せない場合には、そのスト
ライプからは全て０が読めたとして処理を行う。
【００４５】本発明を用いたディスクアレイ装置のリー
ド処理は、縮退時リード処理とも従来のディスクアレイ
装置と変わらない。
ド処理は、縮退時リード処理とも従来のディスクアレイ
装置と変わらない。
【００４６】本実施例では、要求監視手段はＭＰＵ１３
０内の要求監視１３２で、冗長データ生成手段はＭＰＵ
１３０内の冗長データ生成１３３で実現している。
０内の要求監視１３２で、冗長データ生成手段はＭＰＵ
１３０内の冗長データ生成１３３で実現している。
【００４７】要求監視１３２は、コンピュータシステム
から発行される、単位時間当たりのリードライト要求を
カウントする。単位時間当たりのリードライト要求が既
定値以下になると、要求監視１３２は、冗長データ生成
１３３にパリティを生成するように要求する。
から発行される、単位時間当たりのリードライト要求を
カウントする。単位時間当たりのリードライト要求が既
定値以下になると、要求監視１３２は、冗長データ生成
１３３にパリティを生成するように要求する。
【００４８】冗長データ生成１３３は、ＥＥＰＲＯＭ１
４０をチェックし、まだビットが１（パリティが未生
成）なストライプグループを捜し出す。冗長データ生成
１３３は、当該ストライプグループに対してパリティ合
わせを行う。
４０をチェックし、まだビットが１（パリティが未生
成）なストライプグループを捜し出す。冗長データ生成
１３３は、当該ストライプグループに対してパリティ合
わせを行う。
【００４９】以上のように処理することで、初期導入時
にパリティ合わせを行っておかなくても、ライト処理を
繰り返すうちに、使用したストライプグループからパリ
ティを合わせることができる。また、要求監視手段と、
冗長データ生成手段により、ディスクアレイ装置が内部
処理としてパリティ合わせを行ってくれる。
にパリティ合わせを行っておかなくても、ライト処理を
繰り返すうちに、使用したストライプグループからパリ
ティを合わせることができる。また、要求監視手段と、
冗長データ生成手段により、ディスクアレイ装置が内部
処理としてパリティ合わせを行ってくれる。
【００５０】従来のディスクアレイ装置では、使用する
ユーザが初期導入時にパリティ合わせを行う必要が合っ
たが、本発明を用いることでユーザはパリティ合わせを
意識する必要がない。
ユーザが初期導入時にパリティ合わせを行う必要が合っ
たが、本発明を用いることでユーザはパリティ合わせを
意識する必要がない。
【００５１】《第２の実施例》図４は本発明の第２の実
施例であるディスクアレイ装置を備えたコンピュータシ
ステムの概略構成を示す図である。
施例であるディスクアレイ装置を備えたコンピュータシ
ステムの概略構成を示す図である。
【００５２】第１の実施例と第２の実施例の違いは、第
１の実施例ではディスクアレイ装置１００にＥＥＰＲＯ
Ｍ１４０で実現していた冗長データ情報保持手段を、デ
ィスク装置６００内に設けた点である。
１の実施例ではディスクアレイ装置１００にＥＥＰＲＯ
Ｍ１４０で実現していた冗長データ情報保持手段を、デ
ィスク装置６００内に設けた点である。
【００５３】ディスク装置は、図５（Ａ）に示すよう
に、一般的に５１２バイトを単位としてデータを保持す
る。本実施例で使用するディスク装置は、図５（Ｂ）に
示すように、従来の５１２バイトの記録単位に冗長デー
タ情報保持手段として属性バイト６９０を１バイト付加
している。
に、一般的に５１２バイトを単位としてデータを保持す
る。本実施例で使用するディスク装置は、図５（Ｂ）に
示すように、従来の５１２バイトの記録単位に冗長デー
タ情報保持手段として属性バイト６９０を１バイト付加
している。
【００５４】属性バイト６９０には、ストライプグルー
プのパリティの状態を保持する。属性バイトの値が０の
場合には、そのストライプグループのパリティは未生成
であり、１の場合にはパリティは生成済みである。
プのパリティの状態を保持する。属性バイトの値が０の
場合には、そのストライプグループのパリティは未生成
であり、１の場合にはパリティは生成済みである。
【００５５】コンピュータシステム９００からディスク
アレイ装置にライト要求が送られてくると、ＭＰＵ１３
０内のアレイ制御１３１がライト要求を解釈する。アレ
イ制御１３１は、まず、部分更新型ライト処理を試み
る。
アレイ装置にライト要求が送られてくると、ＭＰＵ１３
０内のアレイ制御１３１がライト要求を解釈する。アレ
イ制御１３１は、まず、部分更新型ライト処理を試み
る。
【００５６】部分更新型ライト処理では、まず、書き込
む前のデータと、書き込む前の冗長データを読み出す。
そして、読み出した冗長データの属性バイトをチェック
する。属性バイトが１の場合には、既に当該ストライプ
グループはパリティ生成済みであるため、そのまま部分
更新型ライト処理を続行する。もし、属性バイトが０の
場合には、読み出し型ライト処理に変更してライト処理
を行い、データの書き込みと、当該ストライプグループ
のパリティ合わせを行う。冗長データを書き込むときに
は、属性バイトを１に変更して書き込む。これにより次
回、同ストライプグループにライト要求が来た場合に
は、部分更新型ライト処理を行うことができる。
む前のデータと、書き込む前の冗長データを読み出す。
そして、読み出した冗長データの属性バイトをチェック
する。属性バイトが１の場合には、既に当該ストライプ
グループはパリティ生成済みであるため、そのまま部分
更新型ライト処理を続行する。もし、属性バイトが０の
場合には、読み出し型ライト処理に変更してライト処理
を行い、データの書き込みと、当該ストライプグループ
のパリティ合わせを行う。冗長データを書き込むときに
は、属性バイトを１に変更して書き込む。これにより次
回、同ストライプグループにライト要求が来た場合に
は、部分更新型ライト処理を行うことができる。
【００５７】図７を用いて具体的にライト処理について
説明する。図７は一つのストライプグループを抜き出し
たものである。ストライプグループは、データ領域のＳ
０，Ｓ１と、冗長データ領域のＰ０１からなる。物理デ
ィスク装置のデータの保持単位は５１２バイトとしてい
るので、例えば３２ＫＢのストライプの場合、５１２バ
イトの領域６４個で一つのストライプを構成している。
説明する。図７は一つのストライプグループを抜き出し
たものである。ストライプグループは、データ領域のＳ
０，Ｓ１と、冗長データ領域のＰ０１からなる。物理デ
ィスク装置のデータの保持単位は５１２バイトとしてい
るので、例えば３２ＫＢのストライプの場合、５１２バ
イトの領域６４個で一つのストライプを構成している。
【００５８】データ領域Ｓ０の領域Ａに対してライト要
求が来た場合を考える。アレイ制御１３１は部分更新型
ライト処理でライトを試みる。アレイ制御１３１は、書
き込む前の領域Ａのデータ（ＯＬＤ−Ａ）と、領域Ａに
対応するＰ０１内の領域Ｐ（ＯＬＤ−Ｐ）を読み出す。
次に、読み出した領域Ｐの属性バイト６９０をチェック
する。属性バイトの状態により以下の二つの処理に分か
れる。
求が来た場合を考える。アレイ制御１３１は部分更新型
ライト処理でライトを試みる。アレイ制御１３１は、書
き込む前の領域Ａのデータ（ＯＬＤ−Ａ）と、領域Ａに
対応するＰ０１内の領域Ｐ（ＯＬＤ−Ｐ）を読み出す。
次に、読み出した領域Ｐの属性バイト６９０をチェック
する。属性バイトの状態により以下の二つの処理に分か
れる。
【００５９】読み出した領域Ｐ（ＯＬＤ−Ｐ）の全ての
属性バイト６９０が１の場合、ストライプグループすで
にパリティ生成済みであるので、そのまま部分更新型ラ
イト処理を続行する。アレイ制御１３１は、 （ＮＥＷ−Ｐ）＝（ＯＬＤ−Ａ）ＸＯＲ（ＯＬＤ−Ｐ）
ＸＯＲ（ＮＥＷ−Ａ） を算出する。ここで、（ＮＥＷ−Ａ）はコンピュータシ
ステムから送られた、領域Ａに書き込むべきデータであ
る。アレイ制御１３１は、領域Ａに（ＮＥＷ−Ａ）を、
領域Ｐに（ＮＥＷ−Ｐ）を書き込み処理を終了する。
属性バイト６９０が１の場合、ストライプグループすで
にパリティ生成済みであるので、そのまま部分更新型ラ
イト処理を続行する。アレイ制御１３１は、 （ＮＥＷ−Ｐ）＝（ＯＬＤ−Ａ）ＸＯＲ（ＯＬＤ−Ｐ）
ＸＯＲ（ＮＥＷ−Ａ） を算出する。ここで、（ＮＥＷ−Ａ）はコンピュータシ
ステムから送られた、領域Ａに書き込むべきデータであ
る。アレイ制御１３１は、領域Ａに（ＮＥＷ−Ａ）を、
領域Ｐに（ＮＥＷ−Ｐ）を書き込み処理を終了する。
【００６０】読み出した領域Ｐ（ＯＬＤ−Ｐ）の属性バ
イトに０が含まれている場合、ストライプグループはま
だパリティが生成されていないので、読み出し型ライト
処理に変更する。アレイ制御１３１は、まず、領域Ａに
コンピュータシステムから送られてきたデータ（ＮＥＷ
−Ａ）を書き込む。書き込みが終了すると、アレイ制御
１３１はＳ０とＳ１のデータを全て読み出し、 （Ｐ０１）＝（Ｓ０）ＸＯＲ（Ｓ１） を算出する。算出した冗長データ（パリティ）をＰ０１
に書き込む。このＰ０１への冗長データ書き込み時に属
性バイトを０から１に変更する。
イトに０が含まれている場合、ストライプグループはま
だパリティが生成されていないので、読み出し型ライト
処理に変更する。アレイ制御１３１は、まず、領域Ａに
コンピュータシステムから送られてきたデータ（ＮＥＷ
−Ａ）を書き込む。書き込みが終了すると、アレイ制御
１３１はＳ０とＳ１のデータを全て読み出し、 （Ｐ０１）＝（Ｓ０）ＸＯＲ（Ｓ１） を算出する。算出した冗長データ（パリティ）をＰ０１
に書き込む。このＰ０１への冗長データ書き込み時に属
性バイトを０から１に変更する。
【００６１】冗長データ情報保持手段をディスク装置内
に設けることで、ディスクアレイ装置とディスク装置の
関係が疎になる。第１の実施例の場合、冗長データの生
成情報はディスクアレイ装置内のＥＥＰＲＯＭ１４０が
持つ。このため、ディスク装置だけを他のディスクアレ
イ装置１００に接続した場合には、ＥＥＰＲＯＭ１４０
内の冗長データの生成情報を引き継ぐ手段を用意しなけ
ればならない。第２の実施例の場合、冗長データの生成
情報は、各ディスク装置が持つため、ディスク装置だけ
を他のディスクアレイ装置１００に接続した場合にも自
動的に情報が引き継がれる。
に設けることで、ディスクアレイ装置とディスク装置の
関係が疎になる。第１の実施例の場合、冗長データの生
成情報はディスクアレイ装置内のＥＥＰＲＯＭ１４０が
持つ。このため、ディスク装置だけを他のディスクアレ
イ装置１００に接続した場合には、ＥＥＰＲＯＭ１４０
内の冗長データの生成情報を引き継ぐ手段を用意しなけ
ればならない。第２の実施例の場合、冗長データの生成
情報は、各ディスク装置が持つため、ディスク装置だけ
を他のディスクアレイ装置１００に接続した場合にも自
動的に情報が引き継がれる。
【００６２】第１の実施例で示したＥＥＰＲＯＭ１４０
をディスク装置内に設けても、第２の実施例と同様の効
果を得ることができる。
をディスク装置内に設けても、第２の実施例と同様の効
果を得ることができる。
【００６３】
【発明の効果】本発明によれば、ディスクアレイ装置の
初期導入時にパリティ合わせを行わなくてもよい。これ
は、初期導入時にパリティ合わせにかかる時間を省略で
きるだけではなく、ディスクアレイ装置を使用するユー
ザに対して、パリティを意識させなくてもよい。
初期導入時にパリティ合わせを行わなくてもよい。これ
は、初期導入時にパリティ合わせにかかる時間を省略で
きるだけではなく、ディスクアレイ装置を使用するユー
ザに対して、パリティを意識させなくてもよい。
【図１】本発明の第１の実施例のディスクアレイ装置を
備えたコンピュータシステムの構成を示したブロック
図。
備えたコンピュータシステムの構成を示したブロック
図。
【図２】ＭＰＵ１３０内部の構成を示すブロック図。
【図３】冗長データ情報保持手段を実現するＥＥＰＲＯ
Ｍ１４０の情報保持方式を示す説明図。
Ｍ１４０の情報保持方式を示す説明図。
【図４】本発明の第２の実施例のディスクアレイ装置を
備えたコンピュータシステムの構成を示したブロック図
である。
備えたコンピュータシステムの構成を示したブロック図
である。
【図５】従来のディスク装置のデータ配置方式と属性バ
イトを持つディスク装置のデータ配置方式を示す説明
図。
イトを持つディスク装置のデータ配置方式を示す説明
図。
【図６】第１の実施例における読み出し型ライト処理
と、部分更新型ライト処理の説明図。
と、部分更新型ライト処理の説明図。
【図７】第２の実施例における読み出し型ライト処理と
部分更新型ライト処理の説明図。
部分更新型ライト処理の説明図。
【図８】Ｌeft−Ａsymmetric配置方式のＲＡＩＤ５を示
した説明図。
した説明図。
１００…ディスクアレイ装置、 １１０…バス変換器、 １２０…ＳＣＳＩコントローラ、 １３０…ＭＰＵ、 １４０…ＥＥＰＲＯＭ（冗長データ情報保持手段）、 ５００…ディスク装置、 ５５０…ＳＣＳＩバス、 ９００…コンピュータシステム、 ９５０…バス。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 本田 聖志 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 (72)発明者 八木沢 育哉 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 (72)発明者 荒川 敬史 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 (72)発明者 高野 雅弘 神奈川県小田原市国府津2880番地株式会社 日立製作所ストレージシステム事業部内
Claims (4)
- 【請求項１】複数のディスク装置にデータを分散させて
保持し、前記ディスク装置には前記データから求める冗
長データを付加して保持するコンピュータシステムの記
憶装置において、 前記記憶装置の記録単位毎の冗長データの状態を保持す
る冗長データ状態保持手段を設け、コンピュータシステ
ムから前記記憶装置に転送されたデータを書き込む際の
アルゴリズムを、前記冗長データ状態保持手段の情報を
元に決定することを特徴とするコンピュータシステムの
ディスクアレイ装置。 - 【請求項２】複数のディスク装置にデータを分散させて
保持し、前記ディスク装置には前記データから求める冗
長データを付加して保持するコンピュータシステムの記
憶装置において、 前記コンピュータシステムから前記記憶装置に転送され
たデータを書き込むときに、前記記憶装置内の一定の単
位毎に冗長データを作成し、前記冗長データの作成／未
作成の情報を冗長データ状態保持手段に保持することを
特徴とするコンピュータシステムのディスクアレイ装
置。 - 【請求項３】請求項１または、請求項２において、前記
冗長データ状態保持手段は、不揮発性の記憶手段で構成
するコンピュータシステムのディスクアレイ装置。 - 【請求項４】請求項１または請求項２において、前記コ
ンピュータシステムから前記記憶装置に転送されるデー
タを監視する要求監視手段と、冗長データの生成を行う
冗長データ生成手段を設け、前記冗長データ生成手段
は、前記要求監視手段の情報と、前記冗長データ情報保
持手段の情報を元に、冗長データの生成を制御するコン
ピュータシステムのディスクアレイ装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP14700396A JP3711631B2 (ja) | 1996-06-10 | 1996-06-10 | コンピュータシステムのディスクアレイ装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP14700396A JP3711631B2 (ja) | 1996-06-10 | 1996-06-10 | コンピュータシステムのディスクアレイ装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH09330180A true JPH09330180A (ja) | 1997-12-22 |
| JP3711631B2 JP3711631B2 (ja) | 2005-11-02 |
Family
ID=15420375
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP14700396A Expired - Lifetime JP3711631B2 (ja) | 1996-06-10 | 1996-06-10 | コンピュータシステムのディスクアレイ装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3711631B2 (ja) |
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100321987B1 (ko) * | 1999-02-19 | 2002-02-04 | 윤종용 | 레이드 시스템에서 패러티 캐쉬 및 이의 운영 방법 |
| US6976124B2 (en) | 2001-12-25 | 2005-12-13 | Hitachi, Ltd. | Control method of control device conducting data input and output to storage devices, and control device used therefor |
| KR100703016B1 (ko) * | 2004-12-14 | 2007-04-06 | 후지쯔 가부시끼가이샤 | 스토리지 제어 장치 및 방법 |
| JP2008077458A (ja) * | 2006-09-22 | 2008-04-03 | Fujitsu Ltd | 記憶データ処理装置、記憶装置、記憶データ処理プログラム |
| JP2011215682A (ja) * | 2010-03-31 | 2011-10-27 | Fujitsu Ltd | ストレージ装置、ストレージ装置制御プログラムおよびストレージ装置制御方法 |
| WO2014010077A1 (ja) * | 2012-07-13 | 2014-01-16 | 富士通株式会社 | ディスクアレイ制御装置、ディスクアレイ制御方法及びディスクアレイ制御プログラム |
-
1996
- 1996-06-10 JP JP14700396A patent/JP3711631B2/ja not_active Expired - Lifetime
Cited By (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100321987B1 (ko) * | 1999-02-19 | 2002-02-04 | 윤종용 | 레이드 시스템에서 패러티 캐쉬 및 이의 운영 방법 |
| US6976124B2 (en) | 2001-12-25 | 2005-12-13 | Hitachi, Ltd. | Control method of control device conducting data input and output to storage devices, and control device used therefor |
| KR100703016B1 (ko) * | 2004-12-14 | 2007-04-06 | 후지쯔 가부시끼가이샤 | 스토리지 제어 장치 및 방법 |
| JP2008077458A (ja) * | 2006-09-22 | 2008-04-03 | Fujitsu Ltd | 記憶データ処理装置、記憶装置、記憶データ処理プログラム |
| JP2011215682A (ja) * | 2010-03-31 | 2011-10-27 | Fujitsu Ltd | ストレージ装置、ストレージ装置制御プログラムおよびストレージ装置制御方法 |
| WO2014010077A1 (ja) * | 2012-07-13 | 2014-01-16 | 富士通株式会社 | ディスクアレイ制御装置、ディスクアレイ制御方法及びディスクアレイ制御プログラム |
| JPWO2014010077A1 (ja) * | 2012-07-13 | 2016-06-20 | 富士通株式会社 | ディスクアレイ制御装置、ディスクアレイ制御方法及びディスクアレイ制御プログラム |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP3711631B2 (ja) | 2005-11-02 |
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