JPH10320128A - ディスクアレイ装置の制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【解決手段】 内蔵磁気ディスク装置ＤＫに対して、連
続するデータブロックの書き込み要求が発生した場合
に、それに続くデータブロックとそれらのデータブロッ
クに対応するパリティブロックを一定量先読みし、先読
みしたブロックをディスクアレイ制御部１に格納してお
く。その後発生する書き込み要求に対して、ディスクア
レイ制御部１に既に格納されているデータブロックとパ
リティブロックから新しいパリティデータを生成する。 【効果】 ＲＡＩＤ４やＲＡＩＤ５ディスクアレイ装置
の連続書き込みの段階において、１回の書き込み要求に
必要な磁気ディスク装置へのアクセス回数を削減するこ
とができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ＲＡＩＤレベル４
や、ＲＡＩＤレベル５アーキテクチャを採用したディス
クアレイ装置の制御方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】ディスクアレイ装置は、カリフォルニア
大学バークレ校において提案された「ＲＡＩＤアーキテ
クチャ」を用いた、複数の磁気ディスク装置を内蔵する
ファイル装置のことである。このＲＡＩＤアーキテクチ
ャの中で、ＲＡＩＤレベル４やＲＡＩＤレベル５と呼ば
れるアーキテクチャを採用したディスクアレイ装置は、
高い信頼性と高いスループットを実現することができ
る。これらは、特に、オンライントランザクション処理
のような少量データ単位でのアクセスが頻繁に発生する
アプリケーション環境で高性能を発揮すると言われてい
る（IEEE，1989，Introduction to Redundant Arrays o
f Inexpensive Disks ， ACM，1989，A Casefor Redund
ant Arrays of Inexpensive Disks）。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】ところで、上記のよう
な従来の技術には次のような解決すべき課題があった。
上記のようなディスクアレイ装置は、読込み要求があっ
たとき、複数の内部磁気ディスク装置に並列にデータを
アクセスして、高いスループットが達成される。しかし
ながら、データの信頼性を高めるためのパリティの処理
を行うために、ホストシステムからの１回の書き込み要
求に対し装置内部では２回の読み込みと２回の書き込み
を行うことが必要になる。従って、ＲＡＩＤ４ディスク
アレイ装置やＲＡＩＤ５ディスクアレイ装置では、書き
込み要求に対する処理時間が増大してしまう。即ち、書
き込み要求が多発するようなシステム環境では、並列ア
クセスによる読み込み時の高いスループットを相殺して
しまい、装置全体のスループットが大幅に低下するとい
う問題があった。

【０００４】

【課題を解決するための手段】本発明は以上の点を解決
するため次の構成を採用する。 〈構成１〉ディスクアレイ装置を構成する複数台の内蔵
磁気ディスク装置に対して、それぞれデータブロック単
位で並列にデータをアクセスし、ホストシステムから見
た論理アドレスが連続する所定数のデータブロックを、
同一の内蔵磁気ディスク装置に書き込むようにし、いず
れか１台の内蔵磁気ディスク装置には、他の内蔵磁気デ
ィスク装置に格納されて並列にアクセスされるデータブ
ロックのパリティブロックを格納するよう制御を行う場
合において、先に書き込み要求が発生したデータブロッ
クの論理アドレスと次に書き込み要求が発生したデータ
ブロックの論理アドレスとを比較して、両者の論理アド
レスが連続する場合に、予めこれらの論理アドレスと論
理アドレスが連続する所定数の旧データブロックを、同
一の磁気ディスク装置から先読みして一時記憶するとと
もに、これらのデータブロックと対応する旧パリティブ
ロックを別の内蔵磁気ディスク装置から先読みして一時
記憶し、続いて、先読みした旧データブロックの論理ア
ドレスへ新たなデータブロックの書き込み要求があった
とき、この新たなデータブロックと、記憶しておいた旧
データブロックと旧パリティブロックとを用いて、新た
なパリティブロックを生成し、それぞれ該当する内蔵磁
気ディスク装置に書き込むことを特徴とするディスクア
レイ装置の制御方法。

【０００５】〈構成２〉ディスクアレイ装置を構成する
複数台の内蔵磁気ディスク装置に対して、それぞれデー
タブロック単位で並列にデータをアクセスし、ホストシ
ステムから見た論理アドレスが連続する所定数のデータ
ブロックを、同一の内蔵磁気ディスク装置に書き込むよ
うにし、いずれか１台の内蔵磁気ディスク装置には、他
の内蔵磁気ディスク装置に格納されて並列にアクセスさ
れるデータブロックのパリティブロックを格納するよう
制御を行う場合において、先に書き込み要求が発生した
データブロックの論理アドレスと次に書き込み要求が発
生したデータブロックの論理アドレスとを比較して、両
者の論理アドレスが連続する場合に、内蔵磁気ディスク
装置の該当する論理アドレスから旧データブロックを読
み出し、同時に他の磁気ディスク装置から、対応する旧
パリティブロックを読み出して、書き込み要求の発生し
た新たなデータブロックと旧データブロックと対応する
旧パリティブロックとを用いて、新たなパリティブロッ
クを生成して一時記憶し、論理アドレスが連続するデー
タブロックの書き込み要求が続くときは、同様の新たな
パリティブロックの生成と一時記憶を繰り返し、論理ア
ドレスが連続しない新たなデータブロックの書き込み要
求があったとき、一時記憶していた新たなデータブロッ
ク群と新たなパリティブロック群とを、それぞれ一括し
て該当する内蔵磁気ディスク装置に書き込むことを特徴
とするディスクアレイ装置の制御方法。

【０００６】〈構成３〉ディスクアレイ装置を構成する
複数台の内蔵磁気ディスク装置に対して、それぞれデー
タブロック単位で並列にデータをアクセスし、ホストシ
ステムから見た論理アドレスが連続する所定数のデータ
ブロックを、同一の内蔵磁気ディスク装置に書き込むよ
うにし、いずれか１台の内蔵磁気ディスク装置には、他
の内蔵磁気ディスク装置に格納されて並列にアクセスさ
れるデータブロックのパリティブロックを格納するよう
制御を行う場合において、先に書き込み要求が発生した
データブロックの論理アドレスと次に書き込み要求が発
生したデータブロックの論理アドレスとを比較して、両
者の論理アドレスが連続する場合に、内蔵磁気ディスク
装置の該当する論理アドレスから旧データブロックを読
み出し、書き込み要求の発生した新たなデータブロック
と旧データブロックとを一時記憶し、論理アドレスが連
続するデータブロックの書き込み要求が続くときは、同
様の旧データブロックの読み出しと一時記憶を繰り返
し、論理アドレスが連続しない新たなデータブロックの
書き込み要求があったとき、該当する内蔵磁気ディスク
装置から一括して旧パリティブロック群を読み出すとと
もに、この旧パリティブロック群と、一時記憶していた
新たなデータブロック群と旧データブロック群とを用い
て、新たなパリティブロック群を生成して、新たなデー
タブロック群と新たなパリティブロック群をそれぞれ一
括して該当する内蔵磁気ディスク装置に書き込むことを
特徴とするディスクアレイ装置の制御方法。

【０００７】〈構成４〉ディスクアレイ装置を構成する
複数台の内蔵磁気ディスク装置に対して、それぞれデー
タブロック単位で並列にデータをアクセスし、ホストシ
ステムから見た論理アドレスが連続する所定数のデータ
ブロックを、同一の内蔵磁気ディスク装置に書き込むよ
うにし、いずれか１台の内蔵磁気ディスク装置には、他
の内蔵磁気ディスク装置に格納されて並列にアクセスさ
れるデータブロックのパリティブロックを格納するよう
制御を行う場合において、先に書き込み要求が発生した
データブロックの論理アドレスと次に書き込み要求が発
生したデータブロックの論理アドレスとを比較して、両
者の論理アドレスが連続する場合に、内蔵磁気ディスク
装置の該当する論理アドレスから旧データブロックを読
み出して、書き込み要求の発生した新たなデータブロッ
クと旧データブロックとを用いて、パリティブロック演
算のための基礎になる中間値を生成して、新たなデータ
ブロックと中間値を一時記憶し、論理アドレスが連続す
るデータブロックの書き込み要求が続くときは、同様の
新たな中間値の生成と一時記憶を繰り返し、論理アドレ
スが連続しない新たなデータブロックの書き込み要求が
あったとき、該当する内蔵磁気ディスク装置から一括し
て旧パリティブロック群を読み出すとともに、この旧パ
リティブロック群と、一時記憶していた新たなデータブ
ロック群と中間値群とを用いて、新たなパリティブロッ
ク群を生成して、新たなデータブロック群と新たなパリ
ティブロック群をそれぞれ一括して該当する内蔵磁気デ
ィスク装置に書き込むことを特徴とするディスクアレイ
装置の制御方法。

【０００８】〈構成５〉構成１から４のうちのいずれか
１項において、複数のタスクが、それぞれ論理アドレス
が連続するデータブロックの書き込み要求を行っている
場合に、各タスクが書き込み要求をする論理アドレスが
連続するかどうかを判定するデータを格納し、データブ
ロックやパリティブロックの一時記憶を制御をするため
の一時格納アドレスレジスタファイルを、タスク毎に設
けることを特徴とするディスクアレイ装置の制御方法。 〈構成６〉構成２から４のうちのいずれか１項におい
て、一時記憶には不揮発性の記憶装置を使用することを
特徴とするディスクアレイ装置の制御方法。

【０００９】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態を具体
例を用いて説明する。 〈具体例〉図１は、本発明によるＲＡＩＤ５ディスクア
レイ装置の具体例を示すブロック図である。図の装置
は、ディスクアレイ装置の主要部を示し、並列にアクセ
スされる４台の内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０，ＤＫ＃
１，ＤＫ＃２，ＤＫ＃３を備えている。これらの内蔵磁
気ディスク装置は、ディスクアレイ制御部１に対し、そ
れぞれディスクインタフェースＤＫＩ／Ｆ＃０，ＤＫＩ
／Ｆ＃１，ＤＫＩ／Ｆ＃２，ＤＫＩ／Ｆ＃３を介して接
続されている。

【００１０】ディスクアレイ制御部１は、バスライン２
に対し、マイクロプロセッサ３、ＲＡＭ（ランダム・ア
クセス・メモリ）部４、ホストＩ／Ｆ制御部５、一時格
納アドレスレジスタファイル６、一時格納用バッファ部
７、ＲＯＭ（リード・オンリ・メモリ）部８及びＤＫＩ
／Ｆ制御部９−０〜９−３を接続して構成される。上記
内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０〜ＤＫ＃３とディスクア
レイ制御部１との間のインタフェースとしては、ＳＣＳ
Ｉ．ＩＤＥ．ＦＣあるいはＳＳＡ等のよく知られた構成
のインタフェースが採用される。

【００１１】また、ディスクアレイ制御部１は、ホスト
システム１１と、ホストＩ／Ｆ（インタフェース）１０
を介して接続されている。ホストインタフェースとして
は、ＳＣＳＩ．ＦＣ．ＳＳＡ．ＩＳＡ．ＥＩＳＡあるい
はＰＣＩ等のよく知られたインタフェースが採用され
る。

【００１２】マイクロプロセッサ３は、ディスクアレイ
装置全体を制御する。ＲＯＭ部８には、このマイクロプ
ロセッサ３の動作用プログラムが格納されている。ＲＡ
Ｍ部４は、プログラム実行領域、内蔵磁気ディスク装置
やホストシステムから転送されたデータを格納する領域
及び作業領域等を確保する記憶装置である。ホストＩ／
Ｆ制御部５は、ホストインタフェースを制御する装置で
ある。ＤＫＩ／Ｆ制御部９−０〜９−３は、ディスクイ
ンタフェースを制御する装置である。

【００１３】ＲＡＩＤアーキテクチャでは、内蔵磁気デ
ィスク装置の台数は規定されていない。また、ＲＡＩＤ
５ディスクアレイ装置として、マイクロプロセッサ３や
ＲＯＭ部８、ＲＡＭ部４等を搭載せず、ホストシステム
１の側でこれらに代わる制御を行う構成もある。このよ
うに、ホストシステム側で制御するディスクアレイ装置
をソフトウェア制御ディスクアレイ装置と呼ぶ。また、
この図に示すような構成のものをハードウェア制御ディ
スクアレイ装置と呼ぶ。更に、後で説明するディスクア
レイ装置の基本的な演算である排他的論理和をアクセラ
レートするような専用ハードウェアを実装したものも考
えられる。

【００１４】本発明は、内蔵ディスク装置の台数や、ハ
ードウェア／ソフトウェア制御ディスクアレイ、排他的
論理和アクセラレータの実装／未実装に関わらず適用す
ることが可能である。以下は、この図１に示したような
構成のディスクアレイ装置を例にとって説明を進める。

【００１５】本発明の装置の特徴部分を説明する前に、
まずＲＡＩＤ５ディスクアレイ装置の基本的な動作等を
説明する。図２に、ＲＡＩＤ５ディスクアレイ装置のデ
ータ配置説明図を示す。図２の（ａ）に示したものが、
ディスクアレイ装置に対しホストシステムからアクセス
を行う場合の論理アドレスを示す。図に示す１つ１つの
データブロックｄ００，ｄ０１，ｄ０２，…は、ホスト
システムからアクセスされる最小単位である。通常のデ
ータブロック容量は内蔵磁気ディスク装置のセクタ容量
に設定してある。なお、図中に記載したｄ００〜ｄ３５
やｄｐ００〜ｄｐ１１という文字は、いずれもディスク
アレイ装置内部での各データブロックの論理アドレスを
示す。しかしながら、これからの説明では、これらの論
理アドレスに格納されたデータブロックを指すことにす
る。従って、データブロックｄ００、パリティブロック
ｄｐ００というように表現して説明を進める。

【００１６】図２（ｂ）は、ディスクアレイ装置内での
実際のブロックの配置を示す。縦に４列に並べられたブ
ロック群は、それぞれ内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０，
ＤＫ＃１，ＤＫ＃２，ＤＫ＃３に書き込まれるデータブ
ロックである。図に示すように、１台の内蔵磁気ディス
ク装置に格納されている連続したデータブロック例えば
ｄ００，ｄ０１，ｄ０２，ｄ０３をデータチャンク２１
と呼んでいる。通常のチャンク容量はホストシステムか
ら最も高い頻度でアクセスされる容量の２倍〜８倍程
度、例えば数キロバイトから数十キロバイトに設定され
る。この図の例では、データチャンクは４個のデータブ
ロックで構成され、チャンク容量は２キロバイトに設定
されている。

【００１７】また、図のように、内蔵磁気ディスク装置
に格納されたデータブロックを横方向に１個ずつ取り出
したもの、例えばｄ００，ｄ０４，ｄ０８，ｄｐ００を
データ列２２と呼んでいる。このデータ列２２に含まれ
るデータブロックは、並列にデータをアクセスされる。
なお、ｄｐ００は、データブロックｄ００，ｄ０４，ｄ
０８のデータを全て排他的論理和することにより生成さ
れたパリティブロックである。このように、同一のデー
タ列２２に含まれるいずれかのブロックには、他の３つ
のデータブロックのパリティブロックが格納されるよう
に構成されている。

【００１８】また、（ａ）に示すように、ホストシステ
ムから見た連続した論理アドレスに格納されるデータブ
ロック群は、例えばこの図では３組のデータチャンクに
格納される。さらに、ストライプ２４は、３個のデータ
チャンク２１−１，２１−３，２１−４と、これらのパ
リティブロックを集めたパリティチャンク２１−２から
構成されている。

【００１９】ディスクアレイ装置は、一般にはホストシ
ステムに対してあたかも１台の磁気ディスク装置である
かのように振舞う。しかしながら、ホストシステムから
見たこの装置のディスクアドレス（以下、これを論理ア
ドレスと呼ぶ）の上で、連続するデータブロックは、実
際にはデータチャンク毎にそれぞれ別々の内蔵磁気ディ
スク装置に分散して配置される。そして、そこにパリテ
ィチャンクも含められる。また、４台の内蔵磁気ディス
ク装置があれば、必ずそのうち１台にパリティブロック
を格納するため、ホストシステムから見えるＲＡＩＤ５
ディスクアレイ装置の容量は１台分の内蔵磁気ディスク
装置の容量×３となる。

【００２０】しかしながら、データ列ごとにパリティブ
ロックを生成して、１台の磁気ディスク装置に格納して
おくことによって、いずれかの内蔵磁気ディスク装置に
故障が発生した場合でも、残りの磁気ディスク装置上の
データから、故障した内蔵磁気ディスク装置上の全ての
データを再生することが可能である。このため、装置全
体としてのデータの信頼性を高めることができる。ま
た、データブロックの読み込み時には複数の内蔵磁気デ
ィスク装置に並列にデータをアクセスすることができる
ため、高いスループットを達成することができる。

【００２１】ところが、ホストシステムからの書き込み
要求に対しては、要求の対象となったデータブロックの
書き込みに加えて、そのデータブロックに対するパリテ
ィブロックの更新が必要となるため、装置全体のスルー
プットが低下する。

【００２２】図３には、ＲＡＩＤ５ディスクアレイ装置
の書き込み時の動作説明図を示す。この図には、ディス
クアレイ制御部１中にＲＡＭ部４のみが示されている。
ここでは、図２に示したデータブロックｄ００に対する
書き込み要求時の処理を説明する。

【００２３】データブロックｄ００に対するパリティブ
ロックは、ｄｐ００である。図３には、これらを格納し
た内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０とＤＫ＃３が図示され
ている。まずホストシステムから新たなデータブロック
ｄ００′の書き込み要求が行われたとする（ステップＳ
１）。このとき、このデータブロックｄ００′はＲＡＭ
部４に一時格納される。これに対して、内蔵磁気ディス
ク装置ＤＫ＃０から該当する論理アドレスの旧データブ
ロックｄ００が読み出され、ＲＡＭ部４に格納される
（ステップＳ２）。

【００２４】同時に、内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃３か
ら対応する旧パリティブロックｄｐ００が読み出され、
ＲＡＭ部４に格納される（ステップＳ３）。次のステッ
プＳ４で、ＲＡＭ部４に格納された新たなデータブロッ
クｄ００′と旧データブロックｄ００及び旧パリティブ
ロックｄｐ００を用いてこれらの排他的論理和演算処理
を行い、新たなパリティブロックｄｐ００′を得る。

【００２５】図４に、新たなパリティデータ生成方法の
説明図を示す。この図に示すように、当初の書き込みデ
ータ即ち旧書き込みデータを、ｄｉ、ｄｊ、ｄｋとし、
そのパリティデータをｄｐとする。このとき、パリティ
データｄｐは、図の（１）式に示すように、ｄｉ、ｄ
ｊ、ｄｋを排他的論理和演算したものとなる。これに対
して、新たな書き込みデータをｄｉ′とした場合、新た
なパリティデータｄｐ′は、図の（２）式に示すよう
に、もとのパリティｄｐともとのデータｄｉと新たなデ
ータｄｉ′との排他的論理和により求めることができ
る。これは次のようにして証明できる。

【００２６】書き込みが終了後は、新たなパリティデー
タｄｐ′と、新たな書き込みデータｄｉ′と、他の内蔵
ディスクアレイ装置に書き込まれたデータｄｊ，ｄｋと
は、次の（３）式を満たさなければならない。 ｄｐ′＝ｄｉ′xor ｄｊxor ｄｋ …（３）

【００２７】ここで、一般に次の（４）及び（５）式が
成立する。 ｄxor ｄ＝０ …（４） ０xor ｄ＝ｄ …（５） これらの点を考慮して、（３）式を変形すると、次の
（６）式に示すようになる。 ｄｐ′＝（ｄｉ′xor ｄｊxor ｄｋ）xor ０ ＝ｄｉ′xor ｄｊxor ｄｋxor ｄｉxor ｄｉ ＝（ｄｉxor ｄｊxor ｄｋ）xor ｄｉxor ｄｉ′ ＝ｄｐxor ｄｉxor ｄｉ′ …（６）

【００２８】以上のようにして、図３のステップＳ４に
おいて、新たなパリティブロックｄｐ００′を生成し、
その後、ステップＳ５において、内蔵磁気ディスク装置
ＤＫ＃０に新たなデータｄ００′を書き込む。また、同
時にステップＳ６において、新たなパリティブロックｄ
ｐ００′を内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃３に書き込む。
以上の通り、ホストシステムから１個のデータブロック
に対する書き込み要求があると、内蔵磁気ディスク装置
に対し２回の読み込みと２回の書き込みを行わなければ
ならない。本発明においては、こうした書き込み要求に
対する処理時間を短縮し、書き込み要求が多発する環境
において、スループットの低下の度合をより小さくす
る。

【００２９】再び図１に戻って、本発明によるディスク
アレイ装置の構成について説明を続ける。本発明の装置
は、上記のような書き込み要求に対する処理時間を短縮
するために、連続するデータブロックの書き込み要求が
発生した場合に、それに続くデータブロックやこれらの
データブロックに対応するパリティブロックを先読みす
る。また、あるいはデータブロックとパリティブロック
の書き込みを遅延させ、これらをまとめて内蔵磁気ディ
スク装置に書き込む。

【００３０】こうした処理を行うために、図１に示した
ディスクアレイ制御部１には、一時格納用バッファ部７
が設けられる。ここには後から書き込みを行うためのデ
ータが格納される。なお、データの信頼性を確保するた
め、この一時格納用バッファ部７は、バッテリでバック
アップされるかあるいはフラッシュメモリのような不揮
発性メモリで構成される。一時格納アドレスレジスタフ
ァイル６は、ＲＡＭ部４や一時格納用バッファ部７に格
納されたデータブロックやパリティブロックへのアドレ
スポインタを設定しておくファイルである。

【００３１】図５には、一時格納アドレスレジスタファ
イルの構成説明図を示す。この図に示すように、一時格
納アドレスレジスタファイルには、参照カウンタ３１、
最終論理アドレス３２、テーブルポインタ３３、ＲＡＭ
／バッファアドレスポインタテーブル３４が設けられ
る。また、ＲＡＭ／バッファアドレスポインタテーブル
３４には、ＲＡＭ部４等からデータブロックやパリティ
ブロックを読み出すためのアドレスを格納する第１テー
ブル３５や第２テーブル３６が設けられる。参照カウン
タ３１は、一時格納アドレスレジスタファイルが有効に
機能しているか、中に格納されたデータが無効であるか
を示すフラグを格納する。なお、マルチタスク環境にお
いては、一時格納アドレスレジスタファイルが有効な期
間を表示するカウント値が格納される。最終論理アドレ
ス３２は、ディスクアレイ装置の論理アドレスを格納し
ておくレジスタで、動作毎にその使用方法が異なる。

【００３２】最終論理アドレス３２は、処理対象となっ
ている最後のデータの論理アドレスを表示する。テーブ
ルポインタ３３は、ＲＡＭ／バッファアドレスポインタ
テーブル３４の、次にアドレスを書き込むことができる
位置を示すポインタである。第１テーブル３５や第２テ
ーブル３６には、ＲＡＭ部４に先読みされたデータブロ
ックの読み出しアドレスや一時格納用バッファ部７に一
時格納されたデータブロックの読み出しアドレスが保持
される。

【００３３】〈先読み動作〉以下、図６、図７、図８を
用いて、先読み動作を説明する。図６には、参照カウン
タ無効時の書き込み動作説明図を示す。まず、ここで
は、装置が最初に１ブロックのデータを読み込む動作を
説明する。ステップＳ１において、ホストシステムから
論理アドレスｄ００への新たなデータブロックｄ００′
について書き込み要求が発生する。このデータブロック
ｄ００′は、ＲＡＭ部４に格納される。次に、ステップ
Ｓ２において、参照カウンタ３１をチェックする。現
在、図１に示した一時格納アドレスレジスタファイル６
は無効であるから、参照カウンタ３１の内容は“０”と
なっている。そこで、参照カウンタ３１の内容を“１”
にし、一時格納アドレスレジスタファイル６を有効にす
る。そして、最終論理アドレス３２に現在アクセス対象
となっているデータブロックの論理アドレスｄ００を設
定する（ステップＳ３）。

【００３４】その後、内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０と
ＤＫ＃３から旧データブロックｄ００と旧パリティブロ
ックｄｐ００とを読み出す（ステップＳ４，ステップＳ
５）。これらもそれぞれＲＡＭ部４に格納される。続い
て、ＲＡＭ部４に格納された新たなデータブロックｄ０
０′と旧データブロックｄ００と旧パリティブロックｄ
ｐ００を用いて新たなパリティブロックｄｐ００′を生
成する（ステップＳ６）。その後、新たなデータブロッ
クｄ００′と新たなパリティブロックｄｐ００′を内蔵
磁気ディスク装置ＤＫ＃０，ＤＫ＃３に、それぞれ格納
する（ステップＳ７，ステップＳ８）。

【００３５】こうして、ホストシステムに対し書き込み
終了を報告する。このように、最初のデータブロック書
き込み時は、従来通りの動作をするとともに一時格納ア
ドレスレジスタファイル６の最終論理アドレスをｄ００
に設定することで処理を終える。

【００３６】図７に、先読み動作の説明図を示す。今度
は、ホストシステムからデータブロックｄ００′に続
く、ｄ０１′の書き込み要求が発生する。このデータブ
ロックｄ０１′は、ＲＡＭ部４に格納される（ステップ
Ｓ１）。ここで、参照カウンタ３１をチェックする（ス
テップＳ２）。この参照カウンタが有効と判断すると、
次のステップＳ３において、最終論理アドレス３２をチ
ェックする。最終論理アドレスがｄ００であって、現在
処理中の論理アドレスがｄ０１であることから、ホスト
システムが連続するデータブロックについて書き込み要
求を発生していることを認識する。ここで、図１に示し
た一時格納アドレスレジスタファイル６のテーブルポイ
ンタ３３を“０”に設定する（ステップＳ４）。第１テ
ーブル３５も第２テーブル３６も、Ｔ＃０から情報の書
き込みが可能ということを示すためである。

【００３７】ホストシステムから、ｄ００，ｄ０１に対
する書き込み要求が続いたことから、次の書き込み要求
はｄ０２，ｄ０３になることが予想される。そこで、こ
こでは、内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０からｄ０１，ｄ
０２，ｄ０３のデータブロックを同時に読み出してＲＡ
Ｍ部４に格納する。また、内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃
３からパリティブロックｄｐ０１，ｄｐ０２，ｄｐ０３
を同時に読み出して、ＲＡＭ部４に格納する（ステップ
Ｓ５，Ｓ６）。このように次のデータ書き込みを予測し
て、内蔵磁気ディスク装置から先行してデータブロック
やパリティブロックを読み出すことをここでは先読みと
言っている。

【００３８】データブロックｄ０３まで先読み処理を行
ったため、最終論理アドレス３２をｄ０３に設定する
（ステップＳ７）。その後、テーブルポインタ３３を参
照して、Ｔ＃０の第１テーブル３５にｄ０３のＲＡＭ部
アドレスを格納する。また、Ｔ＃０の第２テーブル３６
にｄｐ０３のＲＡＭ部アドレスを格納する（ステップＳ
８）。更に、テーブルポインタ３３をインクリメントし
て、Ｔ＃１の第１テーブル３５にｄ０２のＲＡＭ部アド
レスを格納し、Ｔ＃１の第２テーブル３６にｄｐ０２の
ＲＡＭ部アドレスを格納する。こうして、テーブルポイ
ンタ３３を“２”までインクリメントする（ステップＳ
９）。

【００３９】その後、ＲＡＭ部４に格納された新たなデ
ータブロックｄ０１′と旧データブロックｄ０１、旧パ
リティブロックｄｐ０１を使用して、新たなパリティブ
ロックｄｐ０１′を生成する（ステップＳ１０）。そし
て、新たなデータブロックｄ０１′を内蔵磁気ディスク
装置ＤＫ＃０に格納する（ステップＳ１１）。また、新
たなパリティブロックｄｐ０１′を内蔵磁気ディスク装
置ＤＫ＃３に格納する（ステップＳ１２）。こうして、
ホストシステムに対し書き込み終了の報告を行う。

【００４０】ここまでは、１回の書き込み要求に対し２
回の読み出しと２回の書き込みを行っており、従来と同
様の処理手順となる。ただし、この図７の処理によっ
て、既にデータブロックｄ０２，ｄ０３とパリティブロ
ックｄｐ０２，ｄｐ０３とが先読みされてＲＡＭ部４に
格納された状態になっている。

【００４１】図８には、先読み後の書き込み動作説明図
を示す。続いてホストシステムからデータブロックｄ０
２′の書き込み要求が発生すると、このデータブロック
ｄ０２′がＲＡＭ部４に格納される。ここで、参照カウ
ンタ３１をチェックすると、その内容が“１”となって
おり、一時格納アドレスレジスタファイル６が有効だと
いうことを判断できる。

【００４２】次に、ステップＳ３において、一時格納ア
ドレスレジスタファイルの最終論理アドレス３２をチェ
ックする。この最終論理アドレスがｄ０３であって、書
き込み要求の発生したデータブロックの論理アドレスが
ｄ０２であることから、このデータブロックｄ０２のパ
リティブロック更新に必要なデータは既にＲＡＭ部４に
先読みされていることを検出する。

【００４３】次に、テーブルポインタ３３を“２”から
“１”にデクリメントする（ステップＳ４）。そして、
このポインタ値の値からＴ＃１の第１テーブル３５に格
納されたデータブロックｄ０２のＲＡＭ部アドレスと第
２テーブル３６に格納されたパリティブロックｄｐ０２
のＲＡＭ部アドレスを取り出す。そして、ＲＡＭ部４を
参照する。新たなデータブロックｄ０２′と旧データブ
ロックｄ０２と旧パリティｄｐ０２がＲＡＭ部４から読
み出されると、これらを用いて新たなパリティブロック
ｄｐ０２′を生成する（ステップＳ６）。

【００４４】こうして、得られた新たなデータブロック
ｄ０２′とパリティデータパリティブロックｄｐ０２′
を、それぞれ内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０とＤＫ＃３
に格納する（ステップＳ７，ステップＳ８）。

【００４５】この図に示す処理は、既に先読みによって
ＲＡＭ部４に格納された旧データブロックと旧パリティ
ブロックとを使用して新たなパリティブロックを得るた
めに、これまで行ってきたような２回分の読み出し動作
が不要となる。即ち、１回の書き込み要求に対し２回の
データ書き込みのみで処理が完了する。その後、新たな
データブロックｄ０３′の書き込み要求があった場合に
も、これと全く同様の動作が行われる。データブロック
ｄ０３′の新たな書き込みが終了すると、テーブルポイ
ンタは“０”にデクリメントされる。

【００４６】更に、次の新たなデータブロックｄ０４′
の書き込み要求が発生した場合にも、同様にしてホスト
システムが連続するブロックに対する書き込み要求を行
っていることを検出する。このときは、テーブルポイン
タが“０”となっていることから、既に先読みされたデ
ータがないことを察知する。そこで、今度は次の書き込
み要求を予想し、データブロックｄ０４，ｄ０５，ｄ０
６，ｄ０７について、先読みを行う。同様に、パリティ
ブロックｄｐ０４，ｄｐ０５，ｄｐ０６，ｄｐ０７につ
いても先読みを行う。

【００４７】こうして、第１テーブルと第２テーブルに
先読みしたデータブロックやパリティブロックのＲＡＭ
部アドレスを格納して、図７に示した場合と同様の処理
を実行する。即ち、データブロックｄ０２′については
２回の読み込みと２回の書き込み処理が行われる。一
方、その後のデータブロックｄ０５，ｄ０６，ｄ０７に
対する書き込み要求では、データブロックｄ０２に対す
る処理と同様に２回分の読み込み動作を省略することが
できる。

【００４８】〈遅延書き込み〉次に説明する例は、書き
込みを遅らせることによって、上記と同様の効果を得よ
うとするものである。図９に、遅延書き込み開始時の動
作説明図を示す。まず、ホストシステムから新たなデー
タブロックｄ００′についての書き込み要求が発生した
とする。これはＲＡＭ部４に格納される（ステップＳ
１）。ここで、一時格納アドレスレジスタファイルの参
照カウンタ３１をチェックする。動作開始時のため、参
照カウンタ３１の内容は“０”即ち無効となっている。
そこで、この内容を“１”にインクリメントする（ステ
ップＳ２）。そして、ステップＳ３において、テーブル
ポインタを“０”にセットする。次に、ステップＳ４及
びＳ５において、内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０とＤＫ
＃３から旧データブロックｄ００と旧パリティブロック
ｄｐ００とを読み出してＲＡＭ部４に格納する。

【００４９】続いて、新たなデータブロックｄ００′と
旧データブロックｄ００と旧パリティブロックｄｐ００
を用いて、新たなパリティブロックｄｐ００′を生成す
る（ステップＳ６）。次に、一時格納アドレスレジスタ
ファイルの最終論理アドレス３２の内容をｄ００に設定
する（ステップＳ７）。その後、ＲＡＭ部４に格納され
た新たなデータブロックｄ００′と新たなパリティブロ
ックｄｐ００′とを一時格納用バッファ部７に格納す
る。これから実行する遅延書きは、新たなデータブロッ
クやこれに基づいて生成された新たなパリティブロック
を直ちに内蔵磁気ディスク装置に書き込まず、その後い
くつかまとめて書き込みを行うようにする。

【００５０】このためには、内蔵磁気ディスク装置に書
き込むべきデータをＲＡＭ部４に格納したままで保持し
ておいてもよい。しかしながら、ＲＡＭ部４に格納され
たデータは電源を遮断すると消えてしまう。万一、停電
等のために電源が突然消えると、既に書き込み済みのは
ずのデータが消滅してしまう恐れがある。これでは信頼
性に欠ける。そこで、不揮発性の一時格納用バッファ部
７に、内蔵磁気ディスク装置に書き込むべきデータを書
き移しておく。従って、万一電源が遮断された場合で
も、あとからこのデータを内蔵磁気ディスク装置に書き
込めば遅延書きによる弊害を防止できる。

【００５１】こうして一時格納用バッファ部７にデータ
ブロックやパリティブロックを書き込んだ場合に、第１
テーブル３５にはｄ００′のバッファ部アドレスを書き
込み、第２テーブル３６にはｄｐ００′のバッファ部ア
ドレスを書き込んでおく（ステップＳ９）。その後、ス
テップＳ１０において、テーブルポインタを“０”から
“１”にインクリメントし、ホストシステムに対し書き
込み要求の終了を報告する。この動作からわかるよう
に、書き込み要求に対して２回の読み出し動作のみで一
旦処理が終了している。

【００５２】図１０に、遅延書き込み開始後の動作説明
図を示す。図９の処理に続いて、ホストシステムからデ
ータブロックｄ０１′の書き込み要求が発生したとす
る。このデータブロックｄ０１′はＲＡＭ部４に格納さ
れる（ステップＳ１）。次に、ステップＳ２において、
参照カウンタ３１を参照する。その内容が“１”で、一
時格納アドレスレジスタファイルが有効であることをチ
ェックすると、ステップＳ３に進み、最終論理アドレス
３２の内容をチェックする。

【００５３】最終論理アドレスがｄ００であって、書き
込み要求の発生したデータブロックのアドレスがｄ０１
であることから、ホストシステムが連続するブロックに
書き込み要求を発生していることを検出する。そこで、
内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０から旧データブロックｄ
０１を読み込み（ステップＳ４）、内蔵磁気ディスク装
置ＤＫ＃３から旧パリティブロックｄｐ０１を読み込む
（ステップＳ５）。そして、ＲＡＭ部４に格納されてい
る新たなデータブロックｄ０１′と旧データブロックｄ
０１、旧パリティブロックｄｐ０１を用いて、新たなパ
リティブロックｄｐ０１′を生成する（ステップＳ
６）。

【００５４】次に、最終論理アドレス３２の内容をｄ０
０からｄ０１に変更する（ステップＳ７）。そして、ス
テップＳ８において、一時格納用バッファ部７に、新た
なデータブロックｄ０１′と新たなパリティブロックｄ
ｐ０１′とを格納する。同時に、ステップＳ９におい
て、第１テーブル３５と第２テーブル３６に、それぞれ
ｄ０１′のバッファ部アドレスとｄｐ０１′のバッファ
部アドレスとを書き込む。これらの処理が終了すると、
ホストシステムに対して、書き込み要求の終了を報告す
る。その後、データブロック０２への書き込み要求が発
生した場合に、実行する処理は、このｄ０１に対する書
き込み要求の処理と同様である。

【００５５】図１１に、遅延書き込み動作説明図を示
す。今度は、新たなデータブロックｄ０３′についての
書き込み要求が発生した場合を説明する。この場合に
も、これまでと同様に、ステップＳ１でデータブロック
を格納し、ステップＳ２で参照カウンタ３１をチェック
する。次に、ステップＳ４において、最終論理アドレス
３２をチェックして、その内容がｄ０２であることを確
認する。次に、内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０とＤＫ＃
３から、それぞれデータブロックｄ０３とパリティブロ
ックｄｐ０３とを読み出す（ステップＳ５，ステップＳ
６）。

【００５６】続いて、新たなデータブロックｄ０３′と
旧データブロックｄ０３と、旧パリティブロックｄｐ０
３を用いて、新たなパリティブロックｄｐ０３′を生成
する（ステップＳ７）。次に、ステップＳ８において、
テーブルポインタ３３をデクリメントし、第１テーブル
３５と第２テーブル３６に格納されたｄ０２′，ｄ０
２′及びｄ００′のバッファ部アドレスを取得する。同
様に、ｄｐ０２′，ｄｐ０１′，ｄｐ００′のバッファ
部アドレスも取得する。

【００５７】これによって、ＲＡＭ部４と一時格納用バ
ッファ部７に格納されたデータをまとめると、データブ
ロックｄ００′〜ｄ０３′、パリティブロックｄｐ０
０′〜ｄｐ０３′のデータが保持されていることにな
る。そこで、これらを一挙に内蔵磁気ディスク装置ＤＫ
＃０とＤＫ＃３に書き込む（ステップＳ１１，ステップ
Ｓ１２）。最後に、参照カウンタ３１を“１”から
“０”にして、一時格納アドレスレジスタファイルの内
容を無効にし、遅延書き込み処理を終了する（ステップ
Ｓ１３）。

【００５８】以上の動作により、書き込み要求に対して
内蔵磁気ディスク装置への書き込みを直ちに行わず、デ
ータを蓄積し、数回に１回ずつまとめてデータの書き込
みを行うようにするので、アクセス回数を減少させるこ
とができる。

【００５９】〈パリティブロックの遅延読み込み／書き
込み〉図１２に、パリティブロック遅延読み込み／書き
込み動作説明図（その１）を示す。この例では、パリテ
ィブロックの読み込みや書き込みを遅らせることによっ
てアクセス回数を削減している。まず、初めに、ホスト
システムから新たなデータブロックｄ００′の書き込み
要求が発生すると、これをＲＡＭ部４に格納する（ステ
ップＳ１）。ここで、参照カウンタ３１を参照し、その
値を“０”から“１”にインクリメントして、一時格納
アドレスレジスタファイルを有効にする。次に、ステッ
プＳ３において、テーブルポインタ３３を“０”にす
る。その後、内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０から旧デー
タブロックｄ００を読み出す（ステップＳ４）。

【００６０】続いて、新たなデータブロックｄ００′を
内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０に書き込む（ステップＳ
５）。次に、テーブルポインタ３３の値を参照して、Ｔ
＃０の第１テーブル３５にｄ００のＲＡＭ部アドレスを
書き込む。また、第２テーブル３６にｄ００′のＲＡＭ
部アドレスを書き込む。次のステップＳ７で、最終論理
アドレス３２をｄ００に設定し、ステップＳ８でテーブ
ルポインタ３３を“０”から“１”にインクリメントす
る。

【００６１】こうして、ＲＡＭ部４にｄ００′とｄ００
とを保持した状態で、ホストシステムに対して書き込み
要求の終了を報告する。

【００６２】図１３に、パリティブロックの遅延読み込
み／書き込み動作説明図（その２）を示す。次のアドレ
スの新たなデータブロックｄ０１′について書き込み要
求が発生すると、ステップＳ１において、これをＲＡＭ
部４に格納する。ここで、参照カウンタ３１をチェック
し、これが有効であると判断すると（ステップＳ２）、
最終論理アドレス３２を参照する（ステップＳ３）。こ
の最終論理アドレスがｄ００であって、今回の書き込み
要求アドレスがｄ０１であることから、連続するブロッ
クへの書き込み要求が発生していることを検出する。

【００６３】その後、ステップＳ４で、内蔵磁気ディス
ク装置ＤＫ＃０から旧データブロックｄ０１を読み出し
て、ＲＡＭ部４に格納する。続いて、新たなデータブロ
ックｄ０１′を内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０に書き込
む（ステップＳ５）。ここで、テーブルポインタ３３を
参照する。テーブルポインタの値が“１”であるから、
Ｔ＃１の第１テーブルにｄ０１のＲＡＭ部アドレスを格
納し、第２テーブルにｄ０１′のＲＡＭ部アドレスを格
納する（ステップＳ７）。そして、最終論理アドレス３
２をｄ００からｄ０１に設定する（ステップＳ８）。更
に、テーブルポインタ３３を“１”から“２”にインク
リメントする（ステップＳ９）。こうして、新たにデー
タブロックｄ０１′と旧データブロックｄ０１とをＲＡ
Ｍ部４に保持したまま、ホストシステムに対して書き込
み要求の終了を報告する。

【００６４】図１２と図１３の処理を通じて、内蔵磁気
ディスク装置ＤＫ＃３に格納されたパリティブロックの
読み出しはなされていない。従って、いずれの場合も２
回のアクセスで処理が終了している。その後、合計８つ
の連続するデータブロックについて書き込み要求が発生
した場合、これと全く同様の動作が繰り返される。

【００６５】図１４に、パリティブロックの遅延読み込
み／書き込み動作説明図（その３）を示す。ここで、連
続する８つのデータブロックへの書き込み要求が終了
し、全く別のブロックへの書き込み要求が発生したとす
る。このとき、ここで遅らせていたパリティブロックの
書き込みを一挙に行う。初めに、ホストシステムからデ
ータブロックｄ２０についての書き込み要求が発生する
と、これをＲＡＭ部４に格納する。そして、参照カウン
タ３１の内容をチェックし（ステップＳ２）、一時格納
アドレスレジスタファイルが有効と判断すると、最終論
理アドレス３２を参照する（ステップＳ３）。

【００６６】最終論理アドレスがｄ０７であって、新た
な書き込みデータブロックのアドレスがｄ２０であるか
ら、ホストシステムからの連続するブロックに対する書
き込み要求が終了したと判断する。その後、テーブルポ
インタ３３を参照し（ステップＳ４）、第１テーブル３
５と第２テーブル３６からｄ００〜ｄ０７のデータブロ
ックと、ｄ００′〜ｄ０７′のパリティブロックを格納
したアドレスを取得する。次に、内蔵磁気ディスク装置
ＤＫ＃３から更新前のパリティブロックｄｐ００〜ｄｐ
０３を読み込む。

【００６７】この時点で、ＲＡＭ部４には、更新前のデ
ータブロックｄ００〜ｄ０７と更新後のデータブロック
ｄ００′〜ｄ０７′と、更新前のパリティブロックｄｐ
００〜ｄｐ０３が存在する。これまで内蔵磁気ディスク
装置ＤＫ＃３のパリティブロックｄｐ００〜ｄｐ０７は
アクセスしていない。従って、これらのパリティブロッ
クをデータブロックｄ０７の書き込み要求が終了した状
態に更新する必要がある。そこで、次のような演算処理
を行い、各パリティブロックを求める。

【００６８】図１５に、パリティの演算動作説明図（そ
の１）を示す。図には内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃０〜
ＤＫ＃３に格納されたデータブロックの内容を示す。そ
の１番上の内容は、それぞれ、ｄ００，ｄ０４，ｄ０
８，ｄｐ００となっている。データブロックｄ００が新
たにデータブロックｄ００′に書き換えられた場合、図
の（４）に示すような演算式により、パリティブロック
ｄｐ００「ｍｉｄ」が求められる。「ｍｉｄ」としたの
は、パリティブロックｄｐ００はデータブロックｄ００
（新），ｄ０４（旧），ｄ０８（旧）に対するパリティ
を求めたものであるのに対し、既にｄ０４（新）までの
書き込みが終了しているからである。即ち、（４）式で
求めたｄｐ００は中間的な値である。

【００６９】データブロックｄ０４が書き込まれた場合
には、図の（５）式に示すようにして、新たなパリティ
ブロックｄｐ００′が求められる。この（５）式に
（４）式を当てはめると、図の（６）式に示すようにな
る。即ち、旧データブロックｄ００とデータブロックｄ
００′と、旧データブロックｄ０４と新データブロック
ｄ０４′と、旧パリティブロックｄｐ００の排他的論理
和をとることによって、新たなデータブロックｄｐ０
０′が求められる。

【００７０】改めて、図１４のＲＡＭ部４を参照する
と、このＲＡＭ部４には、図１５（６）式による演算を
行うために必要なデータブロックが全て格納されてい
る。従って、これらによって、新たなパリティブロック
ｄｐ００′が求められる。新たなパリティブロックｄｐ
０１′，ｄｐ０２′，ｄｐ０３′についても全く同様の
方法により演算処理することができる。こうして、４つ
のパリティブロックｄｐ００′〜ｄｐ０３′を求めて一
括して内蔵磁気ディスク装置ＤＫ＃３へ書き込む。これ
により、連続したデータブロックｄ００〜ｄ０７の書き
込みが終了した状態におけるパリティブロックｄｐ００
〜ｄｐ０３の更新が終了する。

【００７１】図１４のＲＡＭ部４に示したように、これ
まで説明したパリティブロック遅延読み込み／書き込み
動作においては、更新前のデータブロックｄ００〜ｄ０
７と、更新後のデータブロックｄ００′〜ｄ０７′を全
てＲＡＭ部４に格納している。従って、８×２即ち１６
ブロック分のＲＡＭ領域を専有しなければならない。こ
れから説明する例では、このデータブロックを格納して
おく領域を削減する。

【００７２】図１６に、パリティの演算動作説明図（そ
の２）を示す。ここでは、新たなデータｄ００について
の書き込み要求があると、旧データｄ００を読み出す際
に、両者の排他的論理和を演算し、パリティブロック演
算のための基礎になる中間値ｍｉｄｐ０を求めておく。
これをＲＡＭ部４に格納するとともに、第１テーブル３
５のＴ＃０にｍｉｄｐ０のＲＡＭ部アドレスを格納す
る。データブロックｄ０１，ｄ０２，ｄ０３についても
同様の処理を行う。従って、ＲＡＭ部４には、ｍｉｄｐ
０，ｍｉｄｐ１，ｍｉｄｐ２，ｍｉｄｐ３が保持され
る。

【００７３】続いて、新たなデータブロックｄ０４′に
ついての書き込み要求があると、今度は（８）式を用い
て新たな中間値ｍｉｄｐ０′を求める。即ち、旧データ
ブロックｄ０４と新たなデータブロックｄ０４′と保存
してあった中間値ｍｉｄｐ０を用いて、新たな中間値ｍ
ｉｄｐ０′を求める。これを再びＲＡＭ部に格納してお
く。第１テーブル３５の内容はアドレスであるから実質
的に変更はない。このようにして、データブロックｄ０
４〜ｄ０７の読み込みが終了すると、ＲＡＭ部４に中間
値ｍｉｄｐ０′〜ｍｉｄｐ３′が格納される。

【００７４】その後は、図１４に示したステップＳ６の
ように、パリティブロックｄｐ００〜ｄｐ０３を読み出
し、ＲＡＭ部に格納された中間値ｍｉｄｐ０′〜中間値
ｍｉｄｐ３′を用いて、図１６（９）式に示すような演
算処理を行う。こうして、新たなパリティブロックｄｐ
００′〜ｄｐ０３′を求める。こうした演算処理を行え
ば、ＲＡＭ部に４ブロックの記憶領域を設けておけば、
パリティブロック遅延読み込み／書き込み動作が実行で
きることになる。このように記憶領域を削減すること
は、後で説明するマルチタスク環境における処理等に有
効に機能する。即ち、メモリを経済的に使用できる。

【００７５】〈マルチタスク環境での対応〉以上の例で
は、ホストシステムからディスクアレイ装置に対し連続
したブロックへの書き込み要求が発生したことを検出
し、有効にアクセス回数の減少を図ることができる。ホ
ストシステム上である特定のタスクが１つだけ動作して
いるような場合には、ディスクアレイ装置に連続したブ
ロックへの書き込み要求が発生する確率が高いから、本
発明が有効に機能する。

【００７６】一方、複数のタスクが動作する環境では、
各々のタスクからの要求がディスクアレイ装置上で混在
し、連続するブロックへの書き込み要求が隣接する可能
性が非常に小さくなる。従って、これまで通りの方法で
は、先読みや遅延書き込みによる磁気ディスク装置への
アクセス回数の削減効果を発揮できなくなってしまう。
そこで、この例では、一時格納アドレスレジスタファイ
ルを、動作するタスクの数だけ設けるようにする。この
場合、一時格納アドレスレジスタファイルの参照カウン
タの上限値を動作するタスクの数まで増やす。これによ
って、マルチタスク環境においても、連続ブロックへの
書き込み要求の処理を最適化することが可能になる。

【００７７】図１７には、マルチタスク環境での動作説
明図を示す。この図では、ホストシステム上で２つのタ
スクＡとＢが動作している例を用いて説明を行う。タス
クＡはデータブロックｄ００〜ｄ０７への書き込み要求
を発生し、タスクＢはデータブロックｄ１６〜ｄ２３へ
の書き込み要求を発生しているものとする。また、ディ
スクアレイ装置上へは、それぞれのタスクから交互に書
き込み要求が到着すると仮定する。即ち、ディスクアレ
イに対し、データブロックｄ００，ｄ１６，ｄ０１，ｄ
１７という順に書き込み要求が到着するものとする。

【００７８】これまで説明した動作シーケンスでは、こ
うした場合に連続ブロックへの書き込み要求とは認識で
きず、全て単独の書き込み要求になる。従って、各書き
込み要求毎に４回の磁気ディスク装置へのアクセスが必
要になる。

【００７９】一方、この図に示す例では、一時格納アド
レスレジスタファイル６Ａと、一時格納アドレスレジス
タファイル６Ｂとを設ける。これらの構成はいずれも図
５に示したものと同一の構成とする。なお、２つのタス
クを制御するために、各一時格納アドレスレジスタファ
イル６Ａ，６Ｂの参照カウンタ３１は、少なくとも
“０”から“２”までカウントできるよう構成してお
く。図に示した参照カウンタ３１と最終論理アドレス３
２以外の部分については、これまでの例と同様に処理さ
れるため、ここでは図示を省略した。

【００８０】図の横軸には時間を示した。参照カウンタ
３１と最終論理アドレス３２の内容は、時間の経過とと
もに図のように変化する。まず初めに、データブロック
ｄ００に対する書き込み要求が発生したとする。この場
合、例えば一時格納アドレスレジスタファイル６Ａがこ
れに最初に応答するものとする。一時格納アドレスレジ
スタファイル６Ａの参照カウンタ３１は“０”であるか
ら、これがインクリメントされ“１”になる。また、最
終論理アドレス３２にはｄ００が格納される。次に、デ
ータブロックｄ１６についての書き込み要求が発生す
る。これはタスクＢによる要求である。このとき、一時
格納アドレスレジスタファイル６Ａの参照カウンタ３１
は“１”であって、最終論理アドレス３２がｄ００であ
るから、連続ブロックへのアクセスでないと判断し、参
照カウンタ３１を“１”だけインクリメントする。即
ち、参照カウンタ３１は“１”から“２”に変わる。

【００８１】一時格納アドレスレジスタファイル６Ａ、
６Ｂの参照カウンタ３１は、いずれも、“０”のときは
無効である。いずれかのタスクの書き込み要求がある
と、参照カウンタ３１をインクリメントする。その書き
込み要求のあったデータブロックのアドレスと最終論理
アドレス３２とが一致すれば、参照カウンタ３１が
“１”ならそのままにし、“２”ならデクリメントす
る。一方、書き込み要求のあったデータブロックのアド
レスと最終論理アドレス３２とが相違すれば、参照カウ
ンタ３１をインクリメントする。参照カウンタ３１が
“１”なら“２”とし、“２”なら“０”とする。

【００８２】データブロックｄ１６についての書き込み
要求が発生したとき、もう１つの一時格納アドレスレジ
スタファイル６Ｂの参照カウンタ３１は“０”である。
そこで、新たな書き込み要求を受け付け、その参照カウ
ンタの値を“０”から“１”にインクリメントする。そ
して、最終論理アドレス３２の内容をｄ１６とする。続
いて、新たにデータブロックｄ０１についての書き込み
要求が発生すると、一時格納アドレスレジスタファイル
６Ｂの最終論理アドレス３２と比較して、連続書き込み
でないと判断する。従って、参照カウンタ３１を“１”
から“２”にインクリメントする。

【００８３】一方、一時格納アドレスレジスタファイル
６Ａの最終論理アドレス３２と比較して、連続書き込み
であると判断すると、一時格納アドレスレジスタファイ
ル６Ａの参照カウンタ３１が“２”から“１”にデクリ
メントされて、最終論理アドレス３２にｄ０１が書き込
まれる。次に、データブロックｄ１７についての書き込
み要求が発生すると、今度は一時格納アドレスレジスタ
ファイル６Ｂの参照カウンタ３１が“２”から“１”に
デクリメントされ、最終論理アドレス３２にｄ１７が書
き込まれる。

【００８４】以上のように、タスクと同数の一時格納ア
ドレスレジスタファイルを利用することで、異なるタス
クからの書き込み要求が混在したとしても、連続ブロッ
クへのアクセスを効率的に処理することが可能になる。

【００８５】〈各具体例の効果〉図１８と図１９には、
連続ブロック書き込み時の動作シーケンスを示す。この
図の例は、従来の方法により、各データブロックの読み
込みの都度、排他的論理和演算を行い、新たなデータブ
ロックと新たなパリティブロックを書き込むシーケンス
を示す。この図に示すように、データブロックｄ００〜
データブロックｄ０７までの書き込み要求を受け付けた
場合、各書き込み要求毎に４回のアクセスを行い、合計
３２回のアクセスが実行される。

【００８６】この従来例と比較して、これまで説明した
具体例によるアクセス回数の減少の程度を証明する。図
２０〜図２３には、データブロックとパリティブロック
の先読み動作シーケンスチャートを示す。これらの図に
は、既に説明したデータブロックとパリティブロックを
先読みした場合の具体的なアクセス動作を示した。この
図に示すように、この例ではデータブロックｄ００〜ｄ
０７の書き込み要求に対しアクセス回数の合計は２２回
となっている。即ち、従来の３２回に比べ１０回のアク
セス回数減少を図ることができる。

【００８７】次に、図２４〜図２７に、データブロック
とパリティブロックの遅延書き込み動作シーケンスチャ
ートを示す。これらの図では、遅延書き込みによるアク
セス回数の減少例を具体的に示している。この遅延書き
込みによれば、合計アクセス回数は２０回となる。即
ち、従来のアクセス３２回に比べ、１２回のアクセス減
少を図ることができる。

【００８８】図２８〜図３０には、パリティブロックの
遅延読み込み／遅延書き込み動作シーケンスを示す。パ
リティブロックのみについて遅延読み込みや遅延書き込
みを行った場合には、この図に示すように、データブロ
ックｄ００〜データブロックｄ０７の書き込み要求を実
行すると、合計アクセス回数が１８回となる。即ち、従
来技術による場合に比べて１４回のアクセス回数減少を
図ることができる。

【００８９】次の図３１と図３２には、別の例のパリテ
ィブロックの遅延読み込み／遅延書き込み動作シーケン
スを示す。ここには、パリティブロックの遅延読み込み
／遅延書き込み動作シーケンスで示した動作に続いて、
新たな別のアドレスに対するデータブロックの書き込み
要求があった場合の処理を示す。

【００９０】図３３〜図３７には、更に別の例のパリテ
ィブロックの遅延読み込み／遅延書き込み動作シーケン
スを示す。ここでは、中間値の演算処理が異なっている
のみで合計アクセス回数はもう一方の処理と変わらな
い。即ち、従来技術に比べ１４回のアクセス回数節約を
図っている。

【００９１】

【発明の効果】以上詳細に説明したように、本発明によ
るディスクアレイ装置の制御方法によれば、次のような
効果がある。 (1) 連続するデータブロックの書き込み要求が発生した
場合に、それに続くデータブロックとそれらのデータブ
ロックに対応するパリティブロックを一定量先読みし、
先読みしたブロックをディスクアレイ制御部に格納して
おき、その後発生する書き込み要求に対して、ディスク
アレイ制御部に既に格納されているデータブロックとパ
リティブロックから新しいパリティデータを生成するよ
うにすれば、連続書き込みの段階において、１回の書き
込み要求に必要な磁気ディスク装置へのアクセス回数を
削減することができる。従って、書き込み要求に対する
処理時間を短縮するとともに、装置全体のスループット
を向上させることができる。

【００９２】(2) データブロックとパリティブロックの
磁気ディスク装置への書き込みを遅延させ、これらをバ
ッファ部に格納しておき、連続するデータブロックの書
き込み要求が発生した場合に、所定のタイミングでデー
タブロックやパリティブロックをまとめて磁気ディスク
装置に書き込むようにすれば、１回の書き込み要求に必
要な磁気ディスク装置へのアクセス回数を削減すること
ができる。これによっても、書き込み要求に対する処理
時間を短縮し、装置全体のスループットを向上させるこ
とができる。

【００９３】(3) パリティデータの読み込みを遅延さ
せ、書き込み要求のあったデータブロックの新たなデー
タと旧データとを格納しておき、連続するデータブロッ
クの書き込みが発生した場合、パリティデータを一定量
まとめてディスク装置から読み込み、演算処理後書き込
みを行えば、１回の書き込み要求に必要な磁気ディスク
へのアクセス回数を削減することができる。これも同様
に、書き込み要求に対する処理時間を短縮し、装置全体
のスループットを向上させる効果を持つ。

【００９４】(4) 書き込み要求のあったデータブロック
の新データ及び旧データの代わりに、これらの排他的論
理和をディスクアレイ制御部に格納すれば、パリティデ
ータの読み込みを遅延させる場合に、必要なディスクア
レイ制御部の記憶容量を削減することができる。これに
よって、ディスクアレイ装置のコスト削減や記憶領域の
有効利用を図ることができる。

【００９５】(5) マルチタスク環境において、各タスク
毎に一時格納アドレスレジスタファイルを設定し、それ
ぞれ別々にデータ書き込み履歴をとることによって、マ
ルチタスクにおいても、連続した書き込みについて、書
き込み要求に対するアクセス回数を削減することができ
る。

【００９６】(6) 上記 (1)〜(3) に示す方式を組み合わ
せて採用すると、更に一層のアクセス回数削減効果が得
られる。例えば、(1) 〜(3) の方式を全て採用すると、
従来３２回のアクセスを行っていたものに対し７回のア
クセスで済むという効果が得られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明によるＲＡＩＤ５ディスクアレイ装置の
ブロック図である。

【図２】ＲＡＩＤ５ディスクアレイ装置のデータ配置説
明図である。

【図３】ＲＡＩＤ５ディスクアレイ装置の書き込み時の
動作説明図である。

【図４】新たなパリティデータ生成方法の説明図であ
る。

【図５】一時格納アドレスレジスタファイルの構成説明
図である。

【図６】参照カウンタ無効時の書き込み動作説明図であ
る。

【図７】先読み動作説明図である。

【図８】先読み後の書き込み動作説明図である。

【図９】遅延書き込み開始時の動作説明図である。

【図１０】遅延書き込み開始後の動作説明図である。

【図１１】遅延書き込み動作説明図である。

【図１２】パリティブロック遅延読み込み／書き込み動
作説明図（その１）である。

【図１３】パリティブロック遅延読み込み／書き込み動
作説明図（その２）である。

【図１４】パリティブロック遅延読み込み／書き込み動
作説明図（その３）である。

【図１５】パリティの演算動作説明図（その１）であ
る。

【図１６】パリティの演算動作説明図（その２）であ
る。

【図１７】マルチタスク環境での動作説明図である。

【図１８】連続ブロック書き込み時の動作シーケンス
（その１）である。

【図１９】連続ブロック書き込み時の動作シーケンス
（その２）である。

【図２０】データブロックとパリティブロックの先読み
動作シーケンス（その１）である。

【図２１】データブロックとパリティブロックの先読み
動作シーケンス（その２）である。

【図２２】データブロックとパリティブロックの先読み
動作シーケンス（その３）である。

【図２３】データブロックとパリティブロックの先読み
動作シーケンス（その４）である。

【図２４】データブロックとパリティブロックの遅延書
き込み動作シーケンス（その１）である。

【図２５】データブロックとパリティブロックの遅延書
き込み動作シーケンス（その２）である。

【図２６】データブロックとパリティブロックの遅延書
き込み動作シーケンス（その３）である。

【図２７】データブロックとパリティブロックの遅延書
き込み動作シーケンス（その４）である。

【図２８】パリティブロックの遅延読み込み／遅延書き
込み動作シーケンス（その１）である。

【図２９】パリティブロックの遅延読み込み／遅延書き
込み動作シーケンス（その２）である。

【図３０】パリティブロックの遅延読み込み／遅延書き
込み動作シーケンス（その３）である。

【図３１】パリティブロックの遅延読み込み／遅延書き
込み動作シーケンス（その４）である。

【図３２】パリティブロックの遅延読み込み／遅延書き
込み動作シーケンス（その５）である。

【図３３】パリティブロックの遅延読み込み／遅延書き
込み動作シーケンス（その６）である。

【図３４】パリティブロックの遅延読み込み／遅延書き
込み動作シーケンス（その７）である。

【図３５】パリティブロックの遅延読み込み／遅延書き
込み動作シーケンス（その８）である。

【図３６】パリティブロックの遅延読み込み／遅延書き
込み動作シーケンス（その９）である。

【図３７】パリティブロックの遅延読み込み／遅延書き
込み動作シーケンス（その１０）である。

【符号の説明】

１ ディスクアレイ制御部 ３ マイクロプロセッサ ４ ＲＡＭ部 ６ 一時格納アドレスレジスタファイル ７ 一時格納用バッファ部 ９−０〜９−３ ＤＫＩ／Ｆ制御部 １１ ホストシステム ＤＫ＃０〜ＤＫ＃３ 内蔵磁気ディスク装置

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ディスクアレイ装置を構成する複数台の
   内蔵磁気ディスク装置に対して、それぞれデータブロッ
   ク単位で並列にデータをアクセスし、ホストシステムか
   ら見た論理アドレスが連続する所定数のデータブロック
   を、同一の内蔵磁気ディスク装置に書き込むようにし、
   いずれか１台の内蔵磁気ディスク装置には、他の内蔵磁
   気ディスク装置に格納されて並列にアクセスされるデー
   タブロックのパリティブロックを格納するよう制御を行
   う場合において、 先に書き込み要求が発生したデータブロックの論理アド
   レスと次に書き込み要求が発生したデータブロックの論
   理アドレスとを比較して、 両者の論理アドレスが連続する場合に、 予めこれらの論理アドレスと論理アドレスが連続する所
   定数の旧データブロックを、同一の磁気ディスク装置か
   ら先読みして一時記憶するとともに、これらのデータブ
   ロックと対応する旧パリティブロックを別の内蔵磁気デ
   ィスク装置から先読みして一時記憶し、 続いて、先読みした旧データブロックの論理アドレスへ
   新たなデータブロックの書き込み要求があったとき、こ
   の新たなデータブロックと、記憶しておいた旧データブ
   ロックと旧パリティブロックとを用いて、新たなパリテ
   ィブロックを生成し、それぞれ該当する内蔵磁気ディス
   ク装置に書き込むことを特徴とするディスクアレイ装置
   の制御方法。
2. 【請求項２】 ディスクアレイ装置を構成する複数台の
   内蔵磁気ディスク装置に対して、それぞれデータブロッ
   ク単位で並列にデータをアクセスし、ホストシステムか
   ら見た論理アドレスが連続する所定数のデータブロック
   を、同一の内蔵磁気ディスク装置に書き込むようにし、
   いずれか１台の内蔵磁気ディスク装置には、他の内蔵磁
   気ディスク装置に格納されて並列にアクセスされるデー
   タブロックのパリティブロックを格納するよう制御を行
   う場合において、 先に書き込み要求が発生したデータブロックの論理アド
   レスと次に書き込み要求が発生したデータブロックの論
   理アドレスとを比較して、 両者の論理アドレスが連続する場合に、 内蔵磁気ディスク装置の該当する論理アドレスから旧デ
   ータブロックを読み出し、同時に他の磁気ディスク装置
   から、対応する旧パリティブロックを読み出して、 書き込み要求の発生した新たなデータブロックと旧デー
   タブロックと対応する旧パリティブロックとを用いて、
   新たなパリティブロックを生成して一時記憶し、 論理アドレスが連続するデータブロックの書き込み要求
   が続くときは、同様の新たなパリティブロックの生成と
   一時記憶を繰り返し、 論理アドレスが連続しない新たなデータブロックの書き
   込み要求があったとき、一時記憶していた新たなデータ
   ブロック群と新たなパリティブロック群とを、それぞれ
   一括して該当する内蔵磁気ディスク装置に書き込むこと
   を特徴とするディスクアレイ装置の制御方法。
3. 【請求項３】 ディスクアレイ装置を構成する複数台の
   内蔵磁気ディスク装置に対して、それぞれデータブロッ
   ク単位で並列にデータをアクセスし、ホストシステムか
   ら見た論理アドレスが連続する所定数のデータブロック
   を、同一の内蔵磁気ディスク装置に書き込むようにし、
   いずれか１台の内蔵磁気ディスク装置には、他の内蔵磁
   気ディスク装置に格納されて並列にアクセスされるデー
   タブロックのパリティブロックを格納するよう制御を行
   う場合において、 先に書き込み要求が発生したデータブロックの論理アド
   レスと次に書き込み要求が発生したデータブロックの論
   理アドレスとを比較して、 両者の論理アドレスが連続する場合に、 内蔵磁気ディスク装置の該当する論理アドレスから旧デ
   ータブロックを読み出し、 書き込み要求の発生した新たなデータブロックと旧デー
   タブロックとを一時記憶し、 論理アドレスが連続するデータブロックの書き込み要求
   が続くときは、同様の旧データブロックの読み出しと一
   時記憶を繰り返し、 論理アドレスが連続しない新たなデータブロックの書き
   込み要求があったとき、該当する内蔵磁気ディスク装置
   から一括して旧パリティブロック群を読み出すととも
   に、この旧パリティブロック群と、一時記憶していた新
   たなデータブロック群と旧データブロック群とを用い
   て、新たなパリティブロック群を生成して、新たなデー
   タブロック群と新たなパリティブロック群をそれぞれ一
   括して該当する内蔵磁気ディスク装置に書き込むことを
   特徴とするディスクアレイ装置の制御方法。
4. 【請求項４】 ディスクアレイ装置を構成する複数台の
   内蔵磁気ディスク装置に対して、それぞれデータブロッ
   ク単位で並列にデータをアクセスし、ホストシステムか
   ら見た論理アドレスが連続する所定数のデータブロック
   を、同一の内蔵磁気ディスク装置に書き込むようにし、
   いずれか１台の内蔵磁気ディスク装置には、他の内蔵磁
   気ディスク装置に格納されて並列にアクセスされるデー
   タブロックのパリティブロックを格納するよう制御を行
   う場合において、 先に書き込み要求が発生したデータブロックの論理アド
   レスと次に書き込み要求が発生したデータブロックの論
   理アドレスとを比較して、 両者の論理アドレスが連続する場合に、 内蔵磁気ディスク装置の該当する論理アドレスから旧デ
   ータブロックを読み出して、 書き込み要求の発生した新たなデータブロックと旧デー
   タブロックとを用いて、パリティブロック演算のための
   基礎になる中間値を生成して、新たなデータブロックと
   中間値を一時記憶し、 論理アドレスが連続するデータブロックの書き込み要求
   が続くときは、同様の新たな中間値の生成と一時記憶を
   繰り返し、 論理アドレスが連続しない新たなデータブロックの書き
   込み要求があったとき、該当する内蔵磁気ディスク装置
   から一括して旧パリティブロック群を読み出すととも
   に、この旧パリティブロック群と、一時記憶していた新
   たなデータブロック群と中間値群とを用いて、新たなパ
   リティブロック群を生成して、新たなデータブロック群
   と新たなパリティブロック群をそれぞれ一括して該当す
   る内蔵磁気ディスク装置に書き込むことを特徴とするデ
   ィスクアレイ装置の制御方法。
5. 【請求項５】 請求項１から４のうちのいずれか１項に
   おいて、 複数のタスクが、それぞれ論理アドレスが連続するデー
   タブロックの書き込み要求を行っている場合に、 各タスクが書き込み要求をする論理アドレスが連続する
   かどうかを判定するデータを格納し、データブロックや
   パリティブロックの一時記憶を制御をするための一時格
   納アドレスレジスタファイルを、タスク毎に設けること
   を特徴とするディスクアレイ装置の制御方法。
6. 【請求項６】 請求項２から４のうちのいずれか１項に
   おいて、 一時記憶には不揮発性の記憶装置を使用することを特徴
   とするディスクアレイ装置の制御方法。