JPH10124261A - ミラーディスク制御方法及びミラーディスク制御方式 - Google Patents
ミラーディスク制御方法及びミラーディスク制御方式Info
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- JPH10124261A JPH10124261A JP8274333A JP27433396A JPH10124261A JP H10124261 A JPH10124261 A JP H10124261A JP 8274333 A JP8274333 A JP 8274333A JP 27433396 A JP27433396 A JP 27433396A JP H10124261 A JPH10124261 A JP H10124261A
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Abstract
の軽減を図るミラーディスク制御方式及びその方法を提
供する。 【解決手段】 メモリ8及び各ディスク装置2a,2b
それぞれに同一内容で構成され、ディスク装置2の各デ
ータブロックに対応させてデータ書込みの有無を表すア
クセス履歴情報を含むアクセス履歴情報テーブル81,
21を有する。書込み処理があったときその処理対象と
なるデータブロックに対応したアクセス履歴情報がクリ
アであるときのみセットしそのまま保持し、かつアクセ
スカウンタ83を加算する。この処理を繰り返し行い、
アクセスカウンタ83の値がアクセスカウント定義領域
82,22の値に達したときにセットされたアクセス履
歴情報のフラグをまとめてクリアする。システムダウン
のリカバリ時には、セットされたアクセス履歴情報に対
応したデータブロックのみをコピーすることで全ディス
ク装置2の内容を一致させる。
Description
方式、特にシステムダウン時において各ディスクの内容
を一致させるための処理に関する。
頼性を高めるために、あるいはデータ検索処理の高速性
の追求のためにディスク装置を二重化若しくは多重化す
る技術がある。この方法は、複数の物理的なディスクを
仮想的に1台として取り扱うため、各ディスクの内容を
全て一致させなければならない。そのために、一般的に
各ディスクとCPUとの間にディスク制御装置を設置
し、各ディスクの内容を全て一致させるいわゆるミラー
ディスク機能を発揮させている。
各ディスク装置に同一データを書き込むことによって各
ディスクの内容を一致させている。但し、問題は、同一
データを各ディスク装置に書き込んでいる途中に障害発
生などによる予期しない強制的なシステムダウンが発生
したときである。従来では、この不具合を次に示すよう
な方法で復旧している。
に記載された従来のミラーディスク制御装置の構成図で
ある。CPU101を有する上位のコンピュータに接続
された2台のディスク制御装置120には、それぞれデ
ィスク装置103が接続されている。各ディスク制御装
置120は、それぞれにディスク装置103への入出力
を行うディスク入出力装置104、不揮発性のバックア
ップメモリ105及び他のディスク制御装置120との
間で通信を行うための通信手段107を有している。更
に、バックアップメモリ105には、ディスク書込み中
ブロック情報群106がそれぞれ含まれているが、ここ
には、所定の条件を満たすディスク装置103をブロッ
クに分割して管理する領域(論理ブロック)の情報が書
き込まれる。
装置103への書込み要求があった場合の動作について
説明する。
ィスク装置103への書込み要求があった場合、CPU
101は、書き込むべきデータの格納先となる論理ブロ
ックアドレスをディスク書込み中ブロック情報群106
a,106bに順次書き込む。各ディスク制御装置12
0a,120bは、ディスク書込み中ブロック情報群1
06a,106bの内容に基づいて当該データをそれぞ
れ所定の論理ブロックに書き込む。各論理ブロックの書
込み処理の終了を通信手段107により相互に確認した
後、ディスク書込み中ブロック情報群106a,106
bに書き込まれた当該論理ブロックアドレスを消去す
る。この処理を常時繰り返すことにより各ディスク装置
103a,103bの内容は、常に一致することにな
る。
ウンが発生した場合、ダウン直後の各ディスク装置10
3a,103bの内容は、常に一致するとは限らない。
例えば、双方のディスク装置103a,103bに同じ
論理ブロックのデータの書込み処理が行われていたとし
てもディスク装置103aにおける書込み処理はダウン
直前に終了し、ディスク装置103bにおける書込み処
理は、まだ終了していないこともあり得る。すなわち、
同一データの同一論理ブロックへの書込み処理が必ずし
も同時に終了するとは限らないため、各ディスク装置1
03a,103bの内容が常に一致するという保証はな
い。
ステムダウン後の再起動時にディスク書込み中ブロック
情報群106の内容を確認し、まだ論理ブロックアドレ
スが残っていれば、該当する論理ブロックのデータを一
方から他方のディスク装置にコピーする。この処理によ
ってディスク装置103a,103bの内容を一致させ
ている。なお、ディスク書込み中ブロック情報群106
は、不揮発性のバックアップメモリ105に保持されて
いるので、システムがダウンしてもその内容は消失しな
い。
に記載された従来の二重化ボリュームの等価性判別方式
の構成図である。この図12には、利用者プログラム2
01からの入出力要求に基づき二重化ボリューム205
に対する入出力制御を行うために設けられた二重化ボリ
ューム更新判定手段202、二重化入出力開始手段20
3、二重化入出力終了手段204及び等価性判別フラグ
209が設定される二重化ボリューム管理テーブル20
8が示されている。二重化ボリューム205では、正ボ
リューム206及び副ボリューム207が二重化されて
いる。また、二重化ボリューム205の内容の等価性を
保証できないことをシステムコンソール211に表示す
ることによりオペレータに通知する二重化ボリューム非
等価性通知手段210が示されている。
リューム205への書込み要求があった場合の動作につ
いて説明する。
05への書込み要求があると、書込み処理を開始する前
に二重化ボリューム205に対応した等価性判別フラグ
209を“無効”にする。そして、二重化ボリューム2
05に含まれている正ボリューム206及び副ボリュー
ム207双方とも書込みが終了した時点で当該等価性判
別フラグ209を“有効”にする。
ウンが発生した場合、ダウン直後の正ボリューム206
及び副ボリューム207の内容は、常に一致するとは限
らないことは、前述したとおりである。
ステムダウン後の再起動時に当該等価性判別フラグ20
9の内容を参照し、その内容が“無効”であれば、正ボ
リューム206及び副ボリューム207の内容は、非等
価であると判定し、そのボリューム名をシステムコンソ
ール211に表示して復旧を促すようにしている。
来例においては、ディスク装置への書込み要求の度に情
報設定すなわちディスク書込み中ブロック情報群への書
込み又は等価性判別フラグへの有効/無効の設定を行わ
なくてはならないため、ディスク装置への書込み処理に
対するオーバーヘッドが非常に大きくなってしまうとい
う問題があった。特に、同一領域に対する書込みが連続
して起こるような場合でもその都度同じ内容の情報設定
を行わなくてはならなかった。
なハードウェアすなわち不揮発性のバックアップメモリ
を使用する必要があるため、装置コストがかかってしま
うという問題があった。
になされたものであり、その目的は、ミラーディスク制
御におけるオーバーヘッドの軽減を図るミラーディスク
制御方式及びその方法を提供することにある。
するために、第1の発明におけるミラーディスク制御方
法は、ミラーディスクを構成する複数のディスク装置
と、ミラーディスク制御機能を有するミラーディスク制
御手段とを有するミラーディスク制御方式において、前
記ディスク装置への一連のデータの書込み処理を所定の
条件に基づいて複数の書込み処理を含む群に分割し、分
割した各書込み処理群を構成する各書込み処理により書
き込まれるデータの格納位置情報を、少なくとも当該書
込み処理群の処理の間保持しておき、システムダウンの
復旧時には、その分割した各書込み処理群のうち、シス
テムダウン発生時点において実行中であった書込み処理
を含む書込み処理群を構成する全書込み処理において処
理対象となったデータのみを、一の前記ディスク装置か
ら他の前記ディスク装置へコピーすることによって前記
各ディスク装置の内容を一致させることを特徴とする。
これにより、システムダウン時のリカバリに要する時間
を大幅に削減でき、ミラーディスク制御を行う際のオー
バーヘッドの軽減を図ることができる。また、最新の書
込み処理群のみのデータ書込みの有無を表す情報の制御
管理を行えばよいので、通常動作時におけるミラーディ
スク制御を行う際のオーバーヘッドの軽減を図ることが
できる。
御方式は、メモリと、ミラーディスクを構成し、1乃至
複数のデータブロック単位にデータ書込みが行われる複
数のディスク装置と、ミラーディスク制御機能を有する
ミラーディスク制御手段とを有するミラーディスク制御
方式において、前記メモリ及び前記各ディスク装置それ
ぞれに同一内容で構成され、前記ディスク装置に含まれ
るデータブロックへのデータ書込みの有無を表すアクセ
ス履歴情報を含むアクセス履歴情報テーブルと、データ
書込み対象となったデータブロックに対応したアクセス
履歴情報にその旨の設定を行う書込み有無判別手段と、
前記ディスク装置への一連のデータの書込み処理を所定
の条件に基づいて複数の書込み処理を含む処理群に分割
する書込み処理群形成手段と、各書込み処理群を構成す
る全書込み処理が終了した時点で前記メモリ並びに前記
ディスク装置上の前記アクセス履歴情報テーブルの内容
を同時に初期化するテーブル初期化手段とを有し、前記
書込み処理群単位で前記ディスク装置の等価性を保証す
ることを特徴とする。
テムダウンの復旧時には、前記ディスク装置の前記アク
セス履歴情報テーブルに、データ書込み対象となった旨
の設定がされているアクセス履歴情報に対応したデータ
ブロックのみを、一の前記ディスク装置から他の前記デ
ィスク装置へコピーすることによって前記各ディスク装
置の内容を一致させることを特徴とする。
ィスク制御方式において、前記書込み処理群形成手段
は、前記アクセス履歴情報テーブルへの最大アクセス履
歴情報設定数を予め設定するアクセスカウント定義領域
と、前記アクセス履歴情報テーブルが初期化されてから
データの書込みが行われていないデータブロックに対す
る書込み処理が発行された回数をカウントするアクセス
カウンタとを有し、前記アクセス履歴情報テーブルが初
期化されてから前記アクセスカウンタのカウント数が最
大アクセス履歴情報設定数に達するという条件を満たす
までに実行された書込み処理で一つの書込み処理群を形
成し、前記テーブル初期化手段は、前記アクセスカウン
タのカウント数が最大アクセス履歴情報設定数に達した
ときに前記アクセス履歴情報テーブルの内容を初期化す
ることを特徴とする。
書込み処理群形成手段は、タイマ割込みを発生させるタ
イマ割込み発生部を有し、タイマ割込み発生の間に実行
された書込み処理で一つの書込み処理群を形成し、前記
テーブル初期化手段は、タイマ割込み発生の度に前記ア
クセス履歴情報テーブルの内容を初期化することを特徴
とする。
は、メモリと、ミラーディスクを構成し、1乃至複数の
データブロック単位にデータ書込みが行われる複数のデ
ィスク装置と、ミラーディスク制御機能を有するミラー
ディスク制御手段とを有するミラーディスク制御方式に
おいて、前記メモリ及び前記各ディスク装置それぞれに
同一内容で構成され、前記ディスク装置に含まれるデー
タブロックへのデータ書込み時点を表すアクセス履歴情
報を含むアクセス履歴情報テーブルと、前記各ディスク
装置への一連のデータの書込み処理を所定の条件に基づ
いて複数の書込み処理を含む群に分割するとともに書込
み処理中の書込み処理群の識別情報を保持する書込み処
理群形成手段と、データ書込み対象となったデータブロ
ックに対応したアクセス履歴情報に前記書込み処理群の
識別情報の設定を行う書込み時識別手段とを有し、前記
書込み処理群単位で前記ディスク装置の等価性を保証す
ることを特徴とする。
ィスク制御方式において、システムダウンの復旧時に
は、前記ディスク装置の前記アクセス履歴情報テーブル
に、最新の前記書込み処理群の識別情報が設定されてい
るアクセス履歴情報に対応したデータブロックのみを、
一の前記ディスク装置から他の前記ディスク装置へコピ
ーすることによって前記各ディスク装置の内容を一致さ
せることを特徴とする。
おいて、前記メモリ及び前記各ディスク装置それぞれに
同一内容で構成され、書込み対象となる連続データブロ
ックを一つのブロックとした場合にその各ブロックの格
納位置識別情報とサイズとを定義するマッピングテーブ
ルを有し、前記メモリ並びに前記ディスク装置上の前記
アクセス履歴情報テーブルに、前記各ブロックに対応さ
せてアクセス履歴情報を設定することで、データブロッ
クとアクセス履歴情報とを、n対1(nは自然数)に対
応させることを特徴とする。
ブロックの区切りを、ファイルシステムが理解する論理
的な区切りに基づいて設定することを特徴とする。
記ブロックの区切りを、前記ディスク装置の物理的な区
切りに基づいて設定することを特徴とする。
記ブロックの区切りを、ファイルシステム特有の論理的
なアクセス単位に基づいて設定することを特徴とする。
記ブロックの区切りを、取り扱うデータの種類に基づい
て設定することを特徴とする。
記ディスク装置への書込み処理状況に応じて前記マッピ
ングテーブルの内容の自動設定を行うマッピングテーブ
ル自動設定手段を有することを特徴とする。
前記マッピングテーブル自動設定手段は、前記ディスク
装置への各書込み処理におけるデータの格納位置情報と
サイズとを履歴情報として保持するアクセス履歴保持部
と、前記アクセス履歴保持手段に保持された履歴情報に
基づいて前記マッピングテーブルを作成するテーブル作
成部とを有することを特徴とする。
前記マッピングテーブル自動設定手段は、システム終了
時に動作することを特徴とする。
いて、前記マッピングテーブル自動設定手段は、前記ア
クセス履歴情報テーブルが初期化されるタイミングで動
作することを特徴とする。
好適な実施の形態について説明する。なお、従来例と同
様の要素には、同じ符号を付け説明を省略する。
ーディスク制御方式の第1の実施の形態を示した構成図
である。図1には、ミラーディスクを構成するディスク
装置2a,2bと、ミラーディスク機能を有しディスク
装置2の制御管理を行うミラーディスク制御装置4と、
ディスクアクセスをするユーザプロセスが動作する上位
のコンピュータ6と、アクセス履歴情報テーブル等を保
持するメモリ8とが示されている。
れぞれに設定されたアクセス履歴情報テーブル81,2
1a,21bは、全て同一内容の情報から構成されてお
り、それぞれに1個ずつ設定される。アクセス履歴情報
テーブル81,21には、ディスク装置2の各データブ
ロックに対応させてデータ書込みの有無を表すフラグ情
報としてアクセス履歴情報が含まれている。アクセス履
歴情報として、所定の間対応するデータブロックにアク
セスしたことがある場合に“1”(セット)が、アクセ
スしていない場合に“0”(クリア)が、それぞれミラ
ーディスク制御装置4によって設定される。従って、本
実施の形態においてアクセス履歴情報は、それぞれ1ビ
ットで構成することができる。メモリ8上のアクセスカ
ウンタ83は、アクセス履歴情報テーブル81が初期化
されてからデータの書込みが行われていないデータブロ
ックに対する書込み処理が発行された回数をカウントす
るカウンタである。また、メモリ8及び各ディスク装置
2a,2bそれぞれに設定されたアクセスカウント定義
領域82,22a,22bは、全て同じ情報から構成さ
れており、それぞれに1個ずつ設定される。このアクセ
スカウント定義領域82,22a,22bには、アクセ
ス履歴情報テーブル81,21a,21bの内容を初期
化するすなわち全てのアクセス履歴情報を“0”にする
ための条件値が予め定義される。この値は、システム設
計者により任意に設定できるものとする。本実施の形態
では、所定の条件すなわちアクセスカウンタ83のカウ
ント値がアクセスカウント定義領域82,22の値に達
したときに初期化を行うようにしているので、アクセス
カウント定義領域82,22にその初期化を行うタイミ
ングとなるアクセス回数(最大アクセス履歴情報設定
数)を設定することになる。なお、アクセス履歴情報テ
ーブル81等は、ミラーディスク制御装置4あるいはコ
ンピュータ6のどちらのメモリ8に保持されてもよく、
その保持手段は、一般的な主記憶装置で構成することが
できる。また、本実施の形態では、メモリ8にディスク
装置2と同じ内容のアクセス履歴情報テーブル81及び
アクセスカウント定義領域82を持たせた。これによ
り、アクセス履歴情報テーブル81等のアクセスに伴う
処理速度の低下を防止することができる。一方、ディス
ク装置2にメモリ8と同じ内容のアクセス履歴情報テー
ブル21及びアクセスカウント定義領域22を設けたの
で、予期しないシステムダウンが発生してもデータの消
失を防止することができる。
スク装置2に対するアクセス制御、従来からのミラーデ
ィスク制御機能を有する従来から有るディスクアクセス
制御部41と、上記アクセス履歴情報テーブル81,2
1、アクセスカウント定義領域82,22及びアクセス
カウンタ83など本実施の形態において特徴的な構成の
制御管理を行うことで本実施の形態特有のミラーディス
ク制御機能を行う二重化制御部42とを有する。
装置に対するアクセスの有無をフラグ情報を用いて管理
するが、本実施の形態において特徴的なことは、書込み
要求を受け付けてフラグ情報をいったんセットした後、
所定のデータブロックにデータを書き込み全てのディス
ク装置2の内容が等価になったとしても当該フラグ情報
をその時点でクリアしないことである。そして、その
後、所定の条件を満たしたとき、具体的にはディスク装
置2への書込み要求に基づくアクセスカウンタ83の値
がアクセスカウント定義領域82,22の設定値に達し
たときにそのフラグ情報をまとめて初期化することであ
る。すなわち、書込み処理の有無を表すアクセス履歴情
報のセット/クリアの回数を最小限に抑えることで、ミ
ラーディスクへのデータ書込み処理におけるオーバーヘ
ッドを抑えることができる。
ク制御装置4の動作について図2に示したフローチャー
トを用いて説明する。なお、システム起動時及びシステ
ム正常終了時におけるアクセス履歴情報テーブル81,
21a,21bの設定等に関しては後述し、ここでは、
正常にシステムが動作しているときの動作について説明
する。また、アクセスカウント定義領域82,22に
は、予めアクセス回数tが設定されているものとする。
ザプロセスからのアクセス要求を受け付けると、それが
書込み要求か読出し要求かを調べる(ステップ10
1)。読出し要求であれば、ディスクアクセス制御部4
1により該当するデータをディスク装置2から読み出し
てユーザプロセスへ渡す(ステップ111)。書込み要
求であれば、二重化制御部42によりその書込み先とな
るデータブロックに関する情報、例えばディスク装置2
の論理アドレスを得る。そして、そのデータブロックに
対応したアクセス履歴情報の内容を、メモリ8における
アクセス履歴情報テーブル81を参照することによって
得る(ステップ102)。
ットされていなければ(ステップ103)、アクセス履
歴情報テーブル81の初期化後今回の書込み要求の前に
当該データブロックに対して書込みが実施されていない
と判断することができる。そのとき、アクセスカウンタ
83を参照し、アクセスカウント定義領域82に設定さ
れているアクセス回数tと比較し(ステップ104)、
その結果、アクセスカウンタ83の値がアクセス回数t
に達していなければ、アクセスカウンタ83の値を1加
算する(ステップ107)。そして、メモリ8並びに各
ディスク装置2a,2bのアクセス履歴情報テーブル8
1,21a,21bの当該データブロックに該当するア
クセス履歴情報にそれぞれ“1”をセットした後(ステ
ップ108,109)、書込みデータをディスク装置2
へ書き込む(ステップ110)。
ウンタ83の値がアクセス回数tに達していたならば、
メモリ8並びに各ディスク装置2a,2bのアクセス履
歴情報テーブル81,21a,21bを初期化すなわち
全てのアクセス履歴情報を“0”にする(ステップ10
5)。そして、更にアクセスカウンタ83をリセットす
る(ステップ106)。なお、1データブロックずつ書
込みが行われるような書込み要求のみであれば、アクセ
スカウンタ83の値がアクセス回数tに達したとき、各
アクセス履歴情報テーブル81,21a,21bの中に
は、t個の“1”が存在していたことになる。その後
は、前述したように、書込みがされていないデータブロ
ックに対する書込み要求に基づき、アクセスカウンタ8
3を加算し、メモリ8並びに各ディスク装置2a,2b
のアクセス履歴情報テーブル81,21a,21bの所
定のアクセス履歴情報に“1”をセットし、書込みデー
タをディスク装置2へ書き込む(ステップ107〜11
0)。
ステップ102において得たアクセス履歴情報が上述し
た処理(ステップ108)においてセットされていれば
(ステップ103)、該当するデータブロックにはすで
に書込み要求に基づくアクセスがあったと判断すること
ができるので、書込みデータをディスク装置2へ書き込
むだけの処理を行う(ステップ110)。
ディスク装置2の所定のデータブロックにデータを書き
込む際、当該データブロックに対応したアクセス履歴情
報にすでに“1”がセットされている、すなわち当該デ
ータブロックがすでに書込みの対象となっていれば、当
該アクセス履歴情報に“1”を再度セットしに行かない
ようにしたので、その分書込み処理にかかるオーバーヘ
ッドの軽減を図ることができる。そして、該当するアク
セス履歴情報をデータの書込み処理の度にクリアせず所
定の条件を満たしたときすなわちアクセスカウンタ83
の値がアクセス回数tに達したときにまとめてクリアす
るようにしたので、書込み処理時におけるミラーディス
ク機能のためのオーバーヘッドを軽減することができ
る。
憶されているアクセス履歴情報テーブル21の内容を全
てクリアして終了すればよい。正常に動作している間、
データは、アクセス履歴情報の値に関係なくディスク装
置2に正常に書き込まれているからである。なお、メモ
リ8上のアクセス履歴情報テーブル81、アクセスカウ
ント定義領域82及びアクセスカウンタ83は、システ
ムのダウンとともに消失してもかまわない。アクセス履
歴情報テーブル81及びアクセスカウント定義領域82
は、ディスク装置2に保持されており、アクセスカウン
タ83は、アクセス履歴情報テーブル21の内容がクリ
アされるから次回の使用時には必ず“0”だからであ
る。このように、システムの正常終了時は、アクセス履
歴情報テーブル21の内容を初期化だけすればよいだけ
なので、ミラーディスク機能を発揮させるためのシステ
ム終了時におけるオーバーヘッドも軽減することができ
る。
に示したフローチャートを用いて説明する。
されたメモリ8のアクセス履歴情報テーブル81、アク
セスカウント定義領域82及びアクセスカウンタ83の
内容を初期化し(ステップ121)、ディスク装置2に
記憶されているアクセス履歴情報テーブル21及びアク
セスカウント定義領域22の内容をメモリ8上の対応す
るテーブル81、領域82に読み込む(ステップ12
2)。このとき、仮に予期しないシステムダウンなどに
よりアクセス履歴情報テーブル21a,21bの内容が
異なっているようであれば、そのアクセス履歴情報を
“1”として読み込む。読込み終了後、アクセス履歴情
報テーブル81に“1”(セット)であるアクセス履歴
情報が有るかどうかをチェックする(ステップ12
3)。前述したように、正常にシステムが終了したので
あれば、アクセス履歴情報テーブル21の内容は、全て
クリアされているはずであるが、予期しないシステムダ
ウンが発生するなどして“1”が残っているようであれ
ば、それに対応するデータブロックの内容は、ディスク
装置2により等価でないおそれがある。このため、正と
する方例えばディスク装置2aから副とするディスク装
置2bにそのデータブロックをコピーする(ステップ1
24)。これにより、一致が保証されていなかったデー
タブロックの内容は一致する。その後、メモリ8並びに
ディスク装置2のアクセス履歴情報テーブル81,21
の内容を初期化し(ステップ125)、図2に示した通
常時の処理に移行することになる。
テム起動時にディスク装置2の内容全体をコピーするの
ではなく、内容の一致が保証されていないデータブロッ
クのみをコピーするようにしたので、ミラーディスク機
能を発揮させるためのシステム起動時におけるオーバー
ヘッドも軽減することができる。
ラーディスク機能を発揮させるために設けたアクセス履
歴情報を書込み処理の度にセットしなくてよく、また、
まとめてクリア(初期化)するようにしたので、データ
書込み処理におけるオーバーヘッドを軽減することがで
きる。
初期化してからアクセス回数のカウント開始当初にアク
セス履歴情報がセットされたデータブロックは、他のデ
ィスク装置とその内容が一致しているのにもかかわらず
次に初期化されるまでの間一致していないという情報が
保持されたままでいるということである。この状態にお
いて、予期しないシステムダウンが発生したとき、全て
のディスク装置2の内容を一致させるためには、アクセ
ス履歴情報がセットされているデータブロックを一方の
ディスク装置2aから他方のディスク装置2bにコピー
をしなくてはならず、このコピー処理(図3におけるス
テップ124)は、ディスクアクセスの度にアクセス履
歴情報(フラグ情報)の更新を行う第一の従来例と比較
して多くの処理時間を要する可能性が高いが、ディスク
単位にコピーをする第二の従来例より短い処理時間です
む。
作している間は、まとめて初期化するという処理を行う
ようにしていても何ら問題は生じないはずであり、予期
しないシステムダウンの発生頻度を考慮すると、本実施
の形態のようにフラグ情報のセット/クリアの回数を削
減できることによりミラーディスク機能処理に要するオ
ーバーヘッドを大幅に軽減できるということは、非常に
効果的であると考えられる。
83の値がアクセス回数tに達する間の書込み処理の対
象となったデータの等価性は保証されていないとみなす
ということは、そのt回の書込み処理を一つの書込み処
理群として考えた場合、各群毎にデータの等価性を保証
するというようにも考えられる。すなわち、一連の書込
み処理をt個ずつに分割し、処理中の書込み処理群がt
個揃ってアクセス履歴情報テーブル81,21の内容が
初期化された時点でその群の処理対象となったデータの
等価性は保証されることになる。そして、次の書込み処
理群における処理が開始し、そのときシステムダウンが
発生すれば、そのシステムダウンが発生した時点に処理
対象であった書込み処理群のデータが実際の書込み処理
完了にかかわらず保証されないとしてその書込み処理群
を構成する全書込み処理において処理対象となったデー
タブロックのみをディスク装置2aからディスク装置2
bにコピーをするということである。これにより、本実
施の形態によれば、ミラーディスク機能処理に要するオ
ーバーヘッドを大幅に軽減することができるようにな
る。
3を設けて新規なデータブロックに対する書込み要求に
基づくアクセス回数が所定のアクセス回数tを超えたと
きを、アクセス履歴情報テーブル81,21a,21b
を初期化するための所定の条件としたが、例えば、アク
セスカウント定義領域22及びアクセスカウンタ83の
代わりにタイマ割込みを発生させるタイマ割込み発生部
を設けて、タイマ割込み発生の間に実行された書込み処
理で一つの書込み処理群を形成し、二重化制御部42
は、タイマ割込み発生の度にアクセス履歴情報テーブル
81,21の内容を初期化するようにしても前述と同様
の効果を奏することができる。ただ、この場合のアクセ
ス回数tは固定数でなく変数となる。
容に関係なく単なる書込み要求発生回数に基づいて初期
化を行うようにしたり、重要なユーザプロセスからの書
込み要求受付時若しくは管理プロセスからの指示受付時
等他の所定条件を設けるようにしてもよく、これも本発
明に範囲内である。
タブロックに対応させてアクセス履歴情報をそれぞれ設
けたが、本実施の形態では、データブロックを自由な単
位でまとめてブロック群とし、そのブロック群毎にアク
セス履歴情報を設けるようにしたことを特徴としてい
る。このデータブロック群を設定するため、図4に示し
たように、メモリ8及び各ディスク装置2a,2bに同
一内容構成のマッピングテーブル84,24a,24b
を設定した。マッピングテーブル84,24には、ブロ
ック群を形成するデータブロックの先頭論理アドレス及
びブロックサイズ(データブロック数)がそれぞれ設定
される。すなわち、実施の形態1がデータブロックとア
クセス履歴情報が1対1に対応させているのに対し、本
実施の形態は、それがn対1(nは2以上の正整数)に
対応させた点が異なっている。これにより、アクセス履
歴情報テーブル81,21のサイズを小さくすることが
できる。すなわち、マッピングテーブル84,24のレ
コード数がアクセス履歴情報テーブル81,21に設定
されるアクセス履歴情報数となる。なお、マッピングテ
ーブル84,24に設けたシーケンシャルな番号「N
o.」は、アクセス履歴情報テーブル81,21にある
アクセス履歴情報の並び順に相当するが、このデータは
なくても動作可能である。
形態1とほぼ同じであるが、書込み先となるデータブロ
ックに対応したアクセス履歴情報を得る際、本実施の形
態では、メモリ8上のマッピングテーブル84を常に参
照しにいく必要が生じるが、マッピングテーブル84よ
り大容量のアクセス履歴情報テーブル81に対するアク
セス回数が減少するためオーバーヘッドをより軽減する
ことができる。例えば、論理アドレス0から連続した3
ブロックへの書込み要求があった場合、アクセス履歴情
報テーブル81へのアクセス回数(図2におけるステッ
プ102の実行回数)は、実施の形態1の場合3回必要
になるのに対し、本実施の形態ではマッピングテーブル
84を参照することによって1回ですむ。また、論理ア
ドレス0から連続した3ブロックに対するアクセス履歴
情報をセットする回数(図2におけるステップ108,
109の実行回数)も3分の1に減少することになるた
め、オーバーヘッドをより軽減することができる。
ウント定義領域22が読み込まれるのと同じように、デ
ィスク装置2のマッピングテーブル24がメモリ8に読
み込まれることになる。そして、マッピングテーブル8
4に基づいてアクセス履歴情報テーブル81が作成さ
れ、そのアクセス履歴情報テーブル81は、アクセス履
歴情報テーブル21にコピーされる。前回のシステム動
作時と異なる内容のマッピングテーブル24が設定され
ることもあり得るので、換言すれば、前述したn対1の
nの値が変更されている場合もあるので、システムの起
動の度にアクセス履歴情報テーブル81,21を設定す
る必要があるからである。
システム設計者により任意に設定できるものとする。例
えば、ファイルシステムの理解する論理的な区切り(例
えばパーティション、ボリューム)に基づいて設定して
もよいし、物理的な区切り(例えばマルチボリュームの
場合におけるディスク毎)によって設定してもよい。ま
た、例えばUnixのファイルシステムの場合、ブロッ
クサイズをsfsならば256ブロックに、vxfsな
らばそれを4096ブロックにするなど、ファイルシス
テムの種類によって設定してもよい。更に、テキストフ
ァイルなど比較的小さいファイルを取り扱う場合はブロ
ックサイズを16ブロックに、ビットマップデータなど
比較的大きいファイルを取り扱う場合はそれを4096
ブロックにするなど、取り扱うデータの種類によって設
定してもよい。これにより、システム特性に応じたアク
セス履歴情報テーブルを設定することができるため、よ
り効率的なミラーディスク制御が行え、オーバーヘッド
の軽減を図ることができる。もちろん、システム設計者
が自由に設定してもよい。
ッピングテーブル84,24の内容を予め設定するよう
にしたが、本実施の形態においては、学習機能によりマ
ッピングテーブル84,24の内容を自動設定すること
を特徴としている。本実施の形態においては、図5に示
したように、ミラーディスク制御装置4にアクセスデー
タサイズ履歴テーブル43を設け、ディスク装置2への
書込み処理が行われる度に、データの格納位置情報とし
てその書込み処理がなされたブロック群の先頭論理アド
レスと、そのブロックサイズ(データブロック数)とを
履歴情報として保持するようにした。この処理並びにア
クセスデータサイズ履歴テーブル43に保持された履歴
情報に基づいてマッピングテーブル84を作成する処理
は、二重化制御部42に行わせる。
の本実施の形態におけるミラーディスク制御装置4の動
作について図6に示したフローチャートを用いて説明す
る。なお、本実施の形態における処理は、図2に示した
処理にステップ301を追加した内容となるので、図6
並びに以降の説明においてその詳細は省略する。
み要求に対して所定のデータブロックに対応したアクセ
ス履歴情報に“1”をセットする。但し、本実施の形態
では、データブロックとアクセス履歴情報とは、n対1
の関係にあるので、セットする回数は、実施の形態1よ
り少なくなる。そして、ステップ110において実際に
データをディスク装置2に書き込むわけであるが、本実
施の形態においては、その前にデータがディスク装置2
へ書き込まれる領域の先頭論理アドレス並びにそのブロ
ックサイズをアクセスデータサイズ履歴テーブル43に
記録する(ステップ301)。図5に示したアクセスデ
ータサイズ履歴テーブル43の最初の行の例は、開始ア
ドレス“0”番地から“3”ブロック長の書込み処理が
実行されたことを意味している。このように、書込み処
理が実施される度にそのアクセス履歴をアクセスデータ
サイズ履歴テーブル43に記録するようにする。
サイズ履歴テーブル43に一定のレコード数の記録を可
能とし、履歴数がいっぱいになると、古いレコードから
上書きしていくようにしている。もちろん、これは、ア
クセスデータサイズ履歴テーブル43を記憶するミラー
ディスク制御装置4のディスク容量などによって適当に
設定をすることは可能である。
同様にディスク装置2に記憶されているアクセス履歴情
報テーブル21の内容を全てクリアして終了すればよ
く、本実施の形態のために特別な処理は必要としない。
従って、メモリ8上のマッピングテーブル84の内容は
消失する。
理と同じ処理(ステップ121〜125)を行うが、そ
の最後にマッピングテーブル84を作成する処理が追加
されるだけである。従って、システム起動時における処
理については特に図示しない。図7は、このマッピング
テーブル84を作成する処理を示したフローチャートで
あり、次に、この処理について説明をする。
43の内容を読み込む(ステップ311)。次に、処理
の初期値として開始アドレスに“0”番地と、ブロック
サイズが大きい場合の分割サイズ(S)を設定する(ス
テップ312)。分割サイズは、実施の形態2において
説明したマッピングテーブルのブロックサイズの決め方
に準じて、論理的又は物理的な区切り、データの種類等
により設定したり、あるいは、直前のデータサイズやア
クセスデータサイズ履歴テーブル43に記録されたブロ
ックサイズの平均値、などにより任意に設定することが
できる。
0)の情報がアクセスデータサイズ履歴テーブル43に
記録されているかを検索する(ステップ313)。記録
されていれば、その開始アドレス及び対応するブロック
サイズでマッピングテーブル84にセットする(ステッ
プ314,315)。当該開始アドレスの情報が複数記
録されていれば、最大となるブロックサイズでセットす
る。なお、最大ではなく最新としてもよい。
データサイズ履歴テーブル43に記録されていなければ
(ステップ313)、アクセスデータサイズ履歴テーブ
ル43の中から最小となる開始アドレスの情報を検索す
る(ステップ316)。そして、検索した開始アドレス
に分割サイズ(S)を加算した比較基準値と次に小さい
開始アドレス値とを比較し(ステップ317)、比較基
準値が次に小さい開始アドレス値以上となれば、最小と
なる開始アドレスを開始アドレスとし、次に小さい開始
アドレスと最小となる開始アドレスとの差分をブロック
サイズとしてマッピングテーブル84にセットする(ス
テップ318,315)。一方、比較基準値が次に小さ
い開始アドレス値より小さければ、最小となる開始アド
レスを開始アドレスとし、分割サイズ(S)をブロック
サイズとしてマッピングテーブル84にセットする(ス
テップ319,315)。
したブロックサイズを加算して次に読み込むべき情報の
開始アドレスを算出する(ステップ320)。算出した
開始アドレスがディスク装置2の容量より小さいとき
は、ステップ313に戻り前述した処理を繰り返し行う
(ステップ321)。算出した開始アドレスがディスク
装置2の容量以上になれば、ディスク装置2に対するマ
ッピングテーブル84の設定は終了したことになる。以
上の処理により作成されたマッピングテーブル84の内
容は、開始アドレスの小さい順に並べられたものにな
る。
これに基づいてアクセス履歴情報テーブル81を作成
し、更に、アクセス履歴情報テーブル81は、アクセス
履歴情報テーブル21にコピーされる(ステップ32
2)。また、マッピングテーブル84は、ディスク装置
2のマッピングテーブル24にコピーされる(ステップ
323)。
ると、前述した図6の処理が繰り返し行われることにな
る。
込み処理のアクセス履歴をアクセスデータサイズ履歴テ
ーブル43に記録し、そのアクセス履歴に基づいてマッ
ピングテーブル24,84を生成するようにした。すな
わち、次のシステム動作時には、実際に行われた以前の
ディスクアクセスパターンに即したデータブロック群が
構成されるので、オーバーヘッドの少ないより効率的な
ミラーディスクに対する書込み処理を行うことができ
る。
4を作成する処理を予期しないシステムダウンを考慮し
て、システム起動時に行うようにしたが、システムの正
常終了時にこの処理を行うようにしてもよい。この場
合、作成したマッピングテーブル84の内容は、ディス
ク装置2のマッピングテーブル24にコピーされ保存さ
れる。この場合は、実施の形態2と同じ処理になり、シ
ステムの起動時にマッピングテーブル24からメモリ8
に読み込まれることになる。
ッピングテーブル84を作成する処理をシステム起動時
又はシステムの正常終了時に行うようにしたが、本実施
の形態では、システムの通常動作時におけるアクセスカ
ウンタ83のリセットのタイミングで行うようにしたこ
とを特徴としている。すなわち、システムの通常動作時
において、図2におけるステップ106の直前若しくは
直後に図7に示した処理を実行するようにした。このよ
うに、アクセス履歴情報テーブル81,21を初期化し
てから次に初期するまでの間の直前の書込み処理に基づ
いてマッピングテーブル84,24を作成するようにし
たので、アクセス時間やユーザプロセスなどにより局所
的なアクセスがあった場合、オーバーヘッドの少ないよ
り効率的なミラーディスクに対する書込み処理を行うこ
とができる。また、連続稼働するシステムにおいては、
使用しているうちに効率を良くすることができる。
アクセス履歴情報テーブル81,21に設定されるアク
セス履歴情報は、前述したように書込み要求に基づくア
クセスの有無を表すフラグ情報であった。そして、アク
セスカウンタ83等を設けて、ディスク装置2全体に対
するアクセス回数が所定数に達した時点でセットされた
アクセス履歴情報をまとめてクリアするようにしてい
た。本実施の形態においては、アクセス履歴情報をフラ
グ情報(ビット情報)ではなく連続値を取りうる更新時
情報として設けたことを特徴としている。図8に本発明
に係るミラーディスク制御方式の第5の実施の形態を示
した構成図を示すが、アクセス履歴情報テーブル81,
21に示したように、アクセス履歴情報には、それぞれ
整数値が書込み可能なデータ格納領域が用いられる。ま
た、本実施の形態では、メモリ8にループカウンタ85
を更に追加している。アクセスカウンタ83は、その値
がアクセスカウント定義領域82に設定されたアクセス
回数tに達したときにクリアされるが、このループカウ
ンタ85は、アクセスカウンタ83がクリアされるタイ
ミングで1加算される。
の本実施の形態におけるミラーディスク制御装置4の動
作について図9に示したフローチャートを用いて説明す
る。
ザプロセスからのアクセス要求を受け付けると、それが
書込み要求か読出し要求かを調べる(ステップ50
1)。読出し要求であれば、ディスクアクセス制御部4
1により該当するデータをディスク装置2から読み出し
てユーザプロセスへ渡す(ステップ508)。書込み要
求であれば、二重化制御部42は、ループカウンタ85
の値を読み込み、その値でメモリ8並びに各ディスク装
置2a,2bのアクセス履歴情報テーブル81,21
a,21bの書込み先となるデータブロックに対応する
アクセス履歴情報をセットする(ステップ502)。こ
れは、現在の当該アクセス履歴情報の各値が何であろう
とループカウンタ85の値を書き込むことになる。すな
わち、ループカウンタ85の値は、各書込み処理群に割
り当てられる識別情報ということもできる。
セスカウント定義領域82に設定されているアクセス回
数tに達したのならば(ステップ503)、ループカウ
ンタ85の値に1を加算し(ステップ504)、そし
て、アクセスカウンタ83をリセットした後(ステップ
505)、アクセスカウンタ83の値に1を加算する
(ステップ506)。一方、アクセスカウンタ83の値
がアクセス回数tに達していなければ、アクセスカウン
タ83の加算のみを行う(ステップ503,506)。
そして、書込みデータをディスク装置2へ書き込む(ス
テップ507)。
が、これは実施の形態1と次のような点が異なる。
象になったデータブロックに対して、そのデータブロッ
クに対応するアクセス履歴情報を“1”にセットしてい
る。実際には、ステップ110において各ディスク装置
2a,2bの当該データブロックにはデータが書き込ま
れているが、オーバーヘッドの軽減のためにアクセスカ
ウンタ83が所定のアクセス回数tに達しアクセス履歴
情報テーブル81,21が初期化されるまでは、予期し
ないシステムダウンの発生を考慮して書き込まれていな
いおそれがあるという情報を保持している。そして、シ
ステムダウン後は、“1”がセットされているアクセス
履歴情報に対応したデータブロックのみを正から副とな
るディスク装置2へコピーを行うようにしている。
に、アクセス履歴情報をフラグ情報ではなく更新時情報
を用いている。例えば、アクセス回数tを“100”と
すると、図8において“71”というアクセス履歴情報
は、7001回目から7100回目の間に書込み処理が
あったことを意味している。仮にループカウンタ85の
値が“71”であれば、最新の書込み処理(アクセスカ
ウンタ83の値が“1”から“100”の間)において
書き込まれたことになる。また、“60”というアクセ
ス履歴情報は、5901回目から6000回目の間に書
込み処理があったことを意味している。仮にループカウ
ンタ85の値が“71”であれば、当該データブロック
に対しては、単純に計算して約1000回の間、書込み
処理の対象にならなかったということになる。すなわち
アクセス履歴情報に設定される値は、どの書込み処理群
に属するかの識別情報であるということもできる。
1”のとき70以下の値を持つアクセス履歴情報に対応
するデータブロックについては、正常に全てのディスク
装置2に書き込まれ等価性が保証されていることにな
る。従って、本実施の形態によれば、予期しないシステ
ムダウンが発生した後は、ループカウンタ85の値と同
じアクセス履歴情報のみを正から副となるディスク装置
2へコピーを行えばよいことになる。但し、図8から明
らかなように、ディスク装置2には、ループカウンタ8
5の値を記憶していない。もちろん、その値を記憶する
ようにしてもよいが、本実施の形態では、その値を記憶
する代わりに双方のアクセス履歴情報テーブル21a,
21bにある値の中から最大値となるものを検索し、そ
の最大値が設定されたアクセス履歴情報に対応したデー
タブロックのみを正から副となるディスク装置2へコピ
ーすることで、全ディスク装置2の内容を一致させてい
る。
の形態においてシステムを終了させる時には、実施の形
態1と同様にディスク装置2に記憶されているアクセス
履歴情報テーブル21の内容を全てクリアして終了すれ
ばよい。
示すとおり、基本的には実施の形態1と同じである。す
なわち、メモリ8のアクセス履歴情報テーブル81、ア
クセスカウント定義領域82、アクセスカウンタ83更
にループカウンタ85の内容を初期化し(ステップ52
1)、ディスク装置2に記憶されているアクセス履歴情
報テーブル21及びアクセスカウント定義領域22の内
容をメモリ8上の対応するテーブル81、領域82に読
み込む(ステップ522)。但し、ループカウンタ85
には初期値として“1”を設定する。そして、アクセス
履歴情報テーブル81に含まれるアクセス履歴情報の中
から最大値を検索し(ステップ523)、その最大値と
なったアクセス履歴情報に対応したデータブロックのみ
を正から副となるディスク装置2へコピーする(ステッ
プ524)。そして、メモリ8並びにディスク装置2の
アクセス履歴情報テーブル81,21の内容を初期化し
(ステップ525)、図9に示した通常時の処理に移行
することになる。
は、常にディスク装置2へのコピー処理が実行される
が、ループカウンタ85の値をディスク装置2にも記憶
するようにして、この値を比較するようにすれば、必要
時にのみコピー処理を行うようにすることも可能であ
る。
クセス履歴情報としてフラグ情報の代わりに整数値が書
込み可能な更新時情報を用いるようにしても上記実施の
形態1と同様の効果を奏することができるとともに、正
常動作時においてアクセスカウンタ83が所定のアクセ
ス回数tに達したときにループカウンタ85の加算処理
のみ行いアクセス履歴情報テーブル81,21の内容を
初期化する必要がなくなるので、更にミラーディスク制
御におけるオーバーヘッドの軽減を図ることができる。
報にフラグ情報を用いていないので、更新時情報やルー
プカウンタ85がオーバーフローを起こす可能性が生じ
てくるが、これは、オーバーフローの発生前にクリアす
るなどアクセス履歴情報テーブル81,21の設計や運
用等により防止することができる。
比較して説明をしたが、実施の形態2のようにデータブ
ロックとアクセス履歴情報がn対1になる関係の場合で
も適用可能である。
のデータ書込み処理を複数の群に分割し、各書込み処理
群毎にディスク装置の等価性を保証するようにした。す
なわち、システムダウンが発生したときには処理中であ
った書込み処理を含む書込み処理群を構成する全書込み
処理において処理対象となったデータのみを、一のディ
スク装置から他のディスク装置へコピーすることによっ
て各ディスク装置の内容を一致させることができるの
で、そのシステムダウン時のリカバリに要する時間を大
幅に削減でき、ミラーディスク制御を行う際のオーバー
ヘッドの軽減を図ることができる。また、データ書込み
の有無を表す情報を最新の書込み処理群についてのみ保
持しておけばよいので、通常動作時におけるミラーディ
スク制御を行う際のオーバーヘッドの軽減を図ることが
できる。
ータブロックに対応するアクセス履歴情報にその旨をい
ったん設定した後は、当該データブロックにデータを書
き込み全てのディスク装置の内容が等価になったとして
も当該アクセス履歴情報をその時点ではその設定を解除
せずに、所定の条件を満たしたときにそのアクセス履歴
情報をまとめて初期化するようにした。すなわち、デー
タ書込みの有無を表すアクセス履歴情報を所定の条件を
満たす間は保持しておくことによりその後に同一データ
ブロックに対する書込み処理時には当該アクセス履歴情
報の設定を行う必要はないため、その設定処理の分オー
バーヘッドの軽減を図ることができる。また、所定の条
件を満たしたときにそのアクセス履歴情報をまとめて初
期化するようにしたので、アクセス履歴情報の設定解除
にかかる処理の分オーバーヘッドの軽減を図ることがで
きる。そして、システムダウン等が発生した場合は、設
定されているアクセス履歴情報に対応したデータブロッ
クのみを一のディスク装置から他のディスク装置へコピ
ーすればよいので、システムダウンが発生したとしても
そのデータの等価性を保証できるのみならず、迅速にそ
のリカバリを行うことが可能になる。
基づくアクセスの有無を表すフラグ情報ではなく、連続
値を取りうる更新時情報として設けても上記と同様の効
果を奏することができる。特に、この発明によれば、フ
ラグ情報を保持するアクセス履歴情報テーブルを使用し
たときと比較すると、正常動作時において所定の条件を
満たしたときに行われるアクセス履歴情報テーブルの初
期化処理を行う必要がなくなるので、更にミラーディス
ク制御におけるオーバーヘッドの軽減を図ることができ
る。
ブロックとアクセス履歴情報とを、n対1(nは2以上
の正整数)に対応させるようにすれば、アクセス履歴情
報テーブルのサイズを小さくすることができる。マッピ
ングテーブルには、書込み対象となる各ブロックの格納
位置識別情報とサイズとが定義されるが、各ブロックの
区切りを、ファイルシステムが理解する論理的な区切
り、ディスク装置の物理的な区切り、ファイルシステム
特有の論理的なアクセス単位あるいは取り扱うデータの
種類に基づいて設定することでより効果的なアクセス履
歴情報テーブルが作成でき、その結果、ミラーディスク
制御におけるオーバーヘッドの軽減を図ることができ
る。
セスパターンに即した格納位置情報並びにサイズを得る
ことができるので、マッピングテーブルをより効果的に
作成することができる。
の実施の形態を示した構成図である。
作時におけるミラーディスク制御装置の動作を示したフ
ローチャートである。
におけるミラーディスク制御装置の動作を示したフロー
チャートである。
の実施の形態を示した構成図である。
の実施の形態を示した構成図である。
作時におけるミラーディスク制御装置の動作を示したフ
ローチャートである。
ルを作成する処理を示したフローチャートである。
の実施の形態を示した構成図である。
作時におけるミラーディスク制御装置の動作を示したフ
ローチャートである。
テム起動時におけるミラーディスク制御装置の動作を示
したフローチャートである。
ある。
の構成図である。
置、6 コンピュータ、8 メモリ、21a,21b,
81 アクセス履歴情報テーブル、22a,22b,8
2 アクセスカウント定義領域、24a,24b,84
マッピングテーブル、41 ディスクアクセス制御
部、42 二重化制御部、43 アクセスデータサイズ
履歴テーブル、83 アクセスカウンタ、85 ループ
カウンタ。
Claims (16)
- 【請求項1】 ミラーディスクを構成する複数のディス
ク装置と、 ミラーディスク制御機能を有するミラーディスク制御手
段と、 を有するミラーディスク制御方式において、 前記ディスク装置への一連のデータの書込み処理を所定
の条件に基づいて複数の書込み処理を含む群に分割し、 分割した各書込み処理群を構成する各書込み処理により
書き込まれるデータの格納位置情報を、少なくとも当該
書込み処理群の処理の間保持しておき、 システムダウンの復旧時には、その分割した各書込み処
理群のうち、システムダウン発生時点において実行中で
あった書込み処理を含む書込み処理群を構成する全書込
み処理において処理対象となったデータのみを、一の前
記ディスク装置から他の前記ディスク装置へコピーする
ことによって前記各ディスク装置の内容を一致させるこ
とを特徴とするミラーディスク制御方法。 - 【請求項2】 メモリと、 ミラーディスクを構成し、1乃至複数のデータブロック
単位にデータ書込みが行われる複数のディスク装置と、 ミラーディスク制御機能を有するミラーディスク制御手
段と、 を有するミラーディスク制御方式において、 前記メモリ及び前記各ディスク装置それぞれに同一内容
で構成され、前記ディスク装置に含まれるデータブロッ
クへのデータ書込みの有無を表すアクセス履歴情報を含
むアクセス履歴情報テーブルと、 データ書込み対象となったデータブロックに対応したア
クセス履歴情報にその旨の設定を行う書込み有無判別手
段と、 前記ディスク装置への一連のデータの書込み処理を所定
の条件に基づいて複数の書込み処理を含む処理群に分割
する書込み処理群形成手段と、 各書込み処理群を構成する全書込み処理が終了した時点
で前記メモリ並びに前記ディスク装置上の前記アクセス
履歴情報テーブルの内容を同時に初期化するテーブル初
期化手段と、 を有し、前記書込み処理群単位で前記ディスク装置の等
価性を保証することを特徴とするミラーディスク制御方
式。 - 【請求項3】 システムダウンの復旧時には、前記ディ
スク装置の前記アクセス履歴情報テーブルに、データ書
込み対象となった旨の設定がされているアクセス履歴情
報に対応したデータブロックのみを、一の前記ディスク
装置から他の前記ディスク装置へコピーすることによっ
て前記各ディスク装置の内容を一致させることを特徴と
する請求項2記載のミラーディスク制御方式において行
われるミラーディスク制御方法。 - 【請求項4】 前記書込み処理群形成手段は、 前記アクセス履歴情報テーブルへの最大アクセス履歴情
報設定数を予め設定するアクセスカウント定義領域と、 前記アクセス履歴情報テーブルが初期化されてからデー
タの書込みが行われていないデータブロックに対する書
込み処理が発行された回数をカウントするアクセスカウ
ンタと、 を有し、前記アクセス履歴情報テーブルが初期化されて
から前記アクセスカウンタのカウント数が最大アクセス
履歴情報設定数に達するという条件を満たすまでに実行
された書込み処理で一つの書込み処理群を形成し、 前記テーブル初期化手段は、前記アクセスカウンタのカ
ウント数が最大アクセス履歴情報設定数に達したときに
前記アクセス履歴情報テーブルの内容を初期化すること
を特徴とする請求項2記載のミラーディスク制御方式。 - 【請求項5】 前記書込み処理群形成手段は、 タイマ割込みを発生させるタイマ割込み発生部を有し、
タイマ割込み発生の間に実行された書込み処理で一つの
書込み処理群を形成し、 前記テーブル初期化手段は、タイマ割込み発生の度に前
記アクセス履歴情報テーブルの内容を初期化することを
特徴とする請求項2記載のミラーディスク制御方式。 - 【請求項6】 メモリと、 ミラーディスクを構成し、1乃至複数のデータブロック
単位にデータ書込みが行われる複数のディスク装置と、 ミラーディスク制御機能を有するミラーディスク制御手
段と、 を有するミラーディスク制御方式において、 前記メモリ及び前記各ディスク装置それぞれに同一内容
で構成され、前記ディスク装置に含まれるデータブロッ
クへのデータ書込み時点を表すアクセス履歴情報を含む
アクセス履歴情報テーブルと、 前記各ディスク装置への一連のデータの書込み処理を所
定の条件に基づいて複数の書込み処理を含む群に分割す
るとともに書込み処理中の書込み処理群の識別情報を保
持する書込み処理群形成手段と、 データ書込み対象となったデータブロックに対応したア
クセス履歴情報に前記書込み処理群の識別情報の設定を
行う書込み時識別手段と、 を有し、前記書込み処理群単位で前記ディスク装置の等
価性を保証することを特徴とするミラーディスク制御方
式。 - 【請求項7】 システムダウンの復旧時には、前記ディ
スク装置の前記アクセス履歴情報テーブルに、最新の前
記書込み処理群の識別情報が設定されているアクセス履
歴情報に対応したデータブロックのみを、一の前記ディ
スク装置から他の前記ディスク装置へコピーすることに
よって前記各ディスク装置の内容を一致させることを特
徴とする請求項6記載のミラーディスク制御方式におい
て行われるミラーディスク制御方法。 - 【請求項8】 前記メモリ及び前記各ディスク装置それ
ぞれに同一内容で構成され、書込み対象となる連続デー
タブロックを一つのブロックとした場合にその各ブロッ
クの格納位置識別情報とサイズとを定義するマッピング
テーブルを有し、 前記メモリ並びに前記ディスク装置上の前記アクセス履
歴情報テーブルに、前記各ブロックに対応させてアクセ
ス履歴情報を設定することで、データブロックとアクセ
ス履歴情報とを、n対1(nは自然数)に対応させるこ
とを特徴とする請求項2又は6いずれかに記載のミラー
ディスク制御方式。 - 【請求項9】 前記ブロックの区切りを、ファイルシス
テムが理解する論理的な区切りに基づいて設定すること
を特徴とする請求項8記載のミラーディスク制御方式。 - 【請求項10】 前記ブロックの区切りを、前記ディス
ク装置の物理的な区切りに基づいて設定することを特徴
とする請求項8記載のミラーディスク制御方式。 - 【請求項11】 前記ブロックの区切りを、ファイルシ
ステム特有の論理的なアクセス単位に基づいて設定する
ことを特徴とする請求項8記載のミラーディスク制御方
式。 - 【請求項12】 前記ブロックの区切りを、取り扱うデ
ータの種類に基づいて設定することを特徴とする請求項
8記載のミラーディスク制御方式。 - 【請求項13】 前記ディスク装置への書込み処理状況
に応じて前記マッピングテーブルの内容の自動設定を行
うマッピングテーブル自動設定手段を有することを特徴
とする請求項8記載のミラーディスク制御方式。 - 【請求項14】 前記マッピングテーブル自動設定手段
は、 前記ディスク装置への各書込み処理におけるデータの格
納位置情報とサイズとを履歴情報として保持するアクセ
ス履歴保持部と、 前記アクセス履歴保持手段に保持された履歴情報に基づ
いて前記マッピングテーブルを作成するテーブル作成部
と、 を有することを特徴とする請求項13記載のミラーディ
スク制御方式。 - 【請求項15】 前記マッピングテーブル自動設定手段
は、システム終了時に動作することを特徴とする請求項
13記載のミラーディスク制御方式。 - 【請求項16】 前記マッピングテーブル自動設定手段
は、前記アクセス履歴情報テーブルが初期化されるタイ
ミングで動作することを特徴とする請求項13記載のミ
ラーディスク制御方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP27433396A JP3251182B2 (ja) | 1996-10-17 | 1996-10-17 | ミラーディスク制御方法及びミラーディスク制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
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JP27433396A JP3251182B2 (ja) | 1996-10-17 | 1996-10-17 | ミラーディスク制御方法及びミラーディスク制御方式 |
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JPH10124261A true JPH10124261A (ja) | 1998-05-15 |
JP3251182B2 JP3251182B2 (ja) | 2002-01-28 |
Family
ID=17540203
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
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JP27433396A Expired - Fee Related JP3251182B2 (ja) | 1996-10-17 | 1996-10-17 | ミラーディスク制御方法及びミラーディスク制御方式 |
Country Status (1)
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