JPH11194899A - ディスク記憶システム及び同システムに適用するデータ更新方法 - Google Patents

ディスク記憶システム及び同システムに適用するデータ更新方法

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JPH11194899A
JPH11194899A JP9366782A JP36678297A JPH11194899A JP H11194899 A JPH11194899 A JP H11194899A JP 9366782 A JP9366782 A JP 9366782A JP 36678297 A JP36678297 A JP 36678297A JP H11194899 A JPH11194899 A JP H11194899A
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Haruo Tomita
治男 冨田
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Abstract

(57)【要約】 【課題】高速の書込み方法を採用したＲＡＩＤ方式のデ
ィスク記憶システムに適用して、特にデータ更新処理に
関する性能の向上を図ることにある。 【解決手段】ＲＡＩＤ構成のディスク記憶システムであ
って、ストライプに相当する記憶容量を有する書込みバ
ッファ６と、バッファ管理テーブル７と、制御装置１と
を有し、制御装置１は書込みバッファ６に必要に応じて
データ長を可変した論理ブロックを蓄積し、データ更新
処理時に書込みバッファ６に蓄積した論理ブロックがＮ
＊Ｋ−１個に達するまでその論理ブロックの更新を遅延
させ、Ｎ＊Ｋ−１個の論理ブロックに論理アドレス・タ
グ・ブロックを加えたＮ＊Ｋ個の論理ブロックを、旧デ
ータを保持している領域とは別の空領域の中から連続し
た記憶領域を選択して、連続した書込み操作により順次
書込む。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、特にＲＡＩＤ（Re
dundant Array of Inexpensive Disk ）と呼ぶディスク
アレイ装置から構成されるディスク記憶システムに適用
し、具体的にはデータ更新機能を改善したディスク記憶
システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】従来、複数のディスクドライブから構成
されるディスクアレイ装置（ＲＡＩＤと呼ぶ）が周知で
ある。ＲＡＩＤは、例えばネットワーク・サーバに接続
されて、大容量のデータを記憶できるディスク記憶シス
テムである。このようなＲＡＩＤに関して、特に高速の
データ書込み方法として、データ更新処理時に更新デー
タを旧データの記憶領域に書換えることなく、更新デー
タを一括して書込む方法が提案されている。具体的に
は、更新データを用意した書込みバッファに蓄積し、こ
の蓄積した更新データをディスクドライブ内に予め用意
した空領域に一括して書込む方法である（特開平６−２
１４７２０号公報、特開平６−２６６５１０号公報、特
願平９−２１４６４５号公報を参照）。
【０００３】図２２を参照して、従来の書込み方法（デ
ータ更新方法）について簡単に説明する。図２２におい
て、Ｌ１〜Ｌ９９は論理ブロックを意味し、Ｐ１〜Ｐ５
６はディスク装置（ディスクドライブ）内の物理ブロッ
クを意味する。ここでは、論理ブロックＬ６，Ｌ４，Ｌ
２，Ｌ１２，Ｌ７，Ｌ１１のそれぞれを更新する場合を
想定する。これらの論理ブロックの各旧データは、ディ
スク装置内の物理ブロックＰ６，Ｐ４，Ｐ２，Ｐ１２，
Ｐ７，Ｐ１１に存在する。従って、通常の書込み方法で
は、これらの物理ブロックＰ６，Ｐ４，Ｐ２，Ｐ１２，
Ｐ７，Ｐ１１の内容を更新することになる。しかし、高
速の書込み方法では、物理ブロックＰ６，Ｐ４，Ｐ２，
Ｐ１２，Ｐ７，Ｐ１１の各データはそのまま維持して、
新しい論理ブロックＬ６，Ｌ４，Ｌ２，Ｌ１２，Ｌ７，
Ｌ１１の各データを予め用意した別の空領域である物理
ブロックＰ５１，Ｐ５２，Ｐ５３，Ｐ５４，Ｐ５５，Ｐ
５６に一括して書込む。これにより、通常の書込み方法
では６回の書込み操作が必要であるが、高速の書込み方
法では例えば２物理ブロックを一括して書込む場合には
３回の書込み操作に減少させることが可能であり、書込
み性能を向上させることができる。
【０００４】ここで、図２２に示す具体例では、便宜的
に１ディスクに２物理ブロックを一括して書込む場合を
示しているが、実際には数十物理ブロックが一括して書
込まれる。また、レベル４のＲＡＩＤ方式（ＲＡＩＤ４
方式）およびレベル５のＲＡＩＤ方式（ＲＡＩＤ５方
式）では、１個のストライプ（Ｎ＊Ｋ個の論理ブロック
であり、Ｎはドライブ数、Ｋはブロック数）を一括して
書換えることが可能であるため、パリティ維持のための
ディスク読出し動作も不要であり、書込み時のオーバヘ
ッドを減少させることも可能である。なお、ＲＡＩＤ４
方式は、データの配置単位をビットやバイトのような小
さな単位ではなく、セクタやブロックのような大きな単
位とし、小容量のデータ読出し要求に対してディスクを
独立動作可とする方式である。また、ＲＡＩＤ５方式
は、冗長データ（パリティデータ）を専用のパリティデ
ィスクに格納するのではなく、各データディスクに巡回
的に配置する方式である。
【０００５】一方、論理ブロックＬ６、Ｌ５、Ｌ２、Ｌ
１２、Ｌ７、Ｌ１１の各最新データはディスク装置内の
物理ブロックＰ５１〜Ｐ５６に存在するので、間接マッ
プの内容を正しいディスク位置を指示するように書き換
える。また、論理ブロックのデータを読出すときには、
この間接マップを参照して、最新のディスク位置を求め
てから読出すので、旧データを読出すような不都合は発
生しない。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】前記のような従来の高
速の書込み方法では、図２２に示すように、不揮発性メ
モリ上に書込みバッファを用意し、この書込みバッファ
を介してディスク装置内の空領域をブロック単位に分割
し、空ブロックから順番に詰めて格納している。このた
め、読出すデータが連続である場合にもブロック単位に
分割してから、ブロック毎のアドレスに変換する必要が
ある。従って、ホストシステムから論理ブロックのデー
タ長を越える読込み要求があった場合に、当該要求デー
タは複数の論理ブロックに分割されるという問題点があ
る。
【０００７】また、特にデータ更新処理においては、毎
回更新すべきデータがバッファ管理テーブルに対応する
エントリに存在するかどうかを変換マップを使用して検
索する必要があるため、この検索に要する分だけ処理時
間が増大する問題がある。さらに、変換マップはディス
ク装置の記憶容量に依存して、システムのメインメモリ
上に作成する必要があるため、当該メインメモリの使用
容量を制限する要因になっている。
【０００８】そこで、本発明の目的は、特にＲＡＩＤ方
式のディスク記憶システムにおいて、高速の書込み方法
を適用した場合のデータ更新処理に関する性能の向上を
図ることにある。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明は、特にＲＡＩＤ
方式のディスク記憶システムにおいて、連続したデータ
の読出し要求に応じた読出し処理時に、原理的に論理ブ
ロックを分割することなく読出し処理を実行する方式で
ある。また、データ更新処理時にバッファ管理テーブル
に対する変換マップのエントリを検索するための検索処
理の効率化を実現する方式である。
【００１０】具体的には、本発明は、Ｎ台のディスクド
ライブから構成されるディスク記憶システムであって、
Ｎ＊Ｋ（Ｋはブロック数を意味する整数）個の論理ブロ
ックに相当する記憶容量を有する書込みバッファ手段
と、前記書込みバッファを前記各ディスクドライブとの
間で転送される読出しデータ及び書込みデータのキャッ
シュメモリとして管理し、前記書込みバッファに必要に
応じてデータ長を可変した前記論理ブロックを蓄積する
キャッシュ管理手段と、データ更新処理時に前記書込み
バッファに蓄積した論理ブロックがＮ＊Ｋ−１個に達す
るまでその論理ブロックの更新を遅延させ、前記書込み
バッファに蓄積された各論理ブロックに対する論理アド
レスから構成される論理アドレス・タグ・ブロックを生
成し、Ｎ＊Ｋ−１個の論理ブロックに前記論理アドレス
・タグ・ブロックを加えたＮ＊Ｋ個の論理ブロックを、
前記各ディスクドライブ上の更新対象の旧データを保持
している領域とは別の空領域の中から連続した記憶領域
（セクタ単位）を選択して、連続した書込み操作により
順次書込むためのデータ更新手段とを有するシステムで
ある。
【００１１】また、本発明の別の観点として、前記デー
タ更新手段は、データ更新処理時に前記書込みバッファ
に蓄積した論理ブロックがＮ＊Ｋ−１個に達するまでそ
の論理ブロックの更新を遅延させ、前記書込みバッファ
に蓄積された各論理ブロックに対する論理アドレスから
構成される論理アドレス・タグ・ブロックを生成し、Ｎ
＊Ｋ−１個の論理ブロックに前記論理アドレス・タグ・
ブロックを加えたＮ＊Ｋ個の論理ブロックからＫ個のパ
リティブロックを生成し、この論理ブロックにパリティ
ブロックを加えたＮ＊Ｋ個の論理ブロックを、前記各デ
ィスクドライブ上の更新対象の旧データを保持している
領域とは別の空領域の中から連続した記憶領域（セクタ
単位）を選択して、連続した書込み操作により順次書込
む機能を有するように構成されたディスク記憶システム
である。
【００１２】このような構成により、読出すデータが連
続である場合には、不揮発姓メモリ上に設ける書込みバ
ッファの空領域を論理ブロック単位に分割する必要性を
無くすことが可能となる。
【００１３】
【発明の実施の形態】以下図面を参照して本発明の実施
の形態を説明する。
【００１４】図１及び図２３は本実施形態のＲＡＩＤ方
式のディスク記憶システムの概念的構成を示すブロック
図である。なお、本発明に関する記述の全体を通じて、
より詳細に説明するために図１に示す実施形態を中心と
して説明するが、当該技術分野に属する熟練者であれ
ば、図１及び図２３から派生するシステム構成であっ
て、本発明を実施することが可能であればよい。例え
ば、図１において、ホストシステム１０と制御装置１と
のインターフェースは、ＳＣＳＩインターフェースであ
っても良いし、ＰＣＩインターフェースであってもよ
い。なお、図２３のシステムは、図１に示すバッファ管
理テーブル７に相当するバッファ管理情報２３−７を揮
発性メモリ３である主記憶メモリ２３−３に設けた場合
であり、ほかの構成要素は図１に示すシステムと同様で
ある。 （システム構成）本システムは、図１に示すように、制
御装置（ＣＰＵ）１、ディスク装置２（ディスクドライ
ブ２１，２２，２３，２４）、揮発性メモリ３、および
不揮発性メモリ４から構成される。揮発性メモリ３に
は、書込の時間的順序を維持するためのタイムスタンプ
５、論理アドレスからディスク装置２へアクセスするた
めの物理アドレスへの変換を行なうための変換マップ８
が設けられている。また、不揮発性メモリ４には、ディ
スク装置２に書込むデータをログ構造化して保持するた
めの書込みバッファ６として使用する領域、およびバッ
ファ管理情報（バッファ管理テーブル）７を格納する領
域が設けられている。バッファ管理情報７は、書込みバ
ッファ６内に保持されている書込みデータの論理アドレ
スを管理するためのテーブル情報である。制御装置１
は、タイムスタンプ５、書込みバッファ６、およびバッ
ファ管理情報７を管理することにより、ディスク装置２
に対するデータの入出力を制御する。 （書込みバッファ６とバッファ管理情報７との関係）図
２から図５は、不揮発性メモリ４に割り付けられた書込
みバッファ６とバッファ管理情報７との関係を示す図で
ある。
【００１５】本実施形態のシステムでは、制御装置１
は、外部のホストシステム１０から書込み要求された書
込みデータを、ディスク装置２に対して即書込み処理せ
ずに、当該書込みデータをデータ長に応じて最適なブロ
ック単位に分割し、書込みバッファ６にログ形式で順番
に詰めて格納する。このとき、ホストシステム１０から
の書込みデータの論理アドレスを、書込みバッファ６の
格納領域に対応するバッファ管理テーブル７のエントリ
に格納する。
【００１６】バッファ管理テーブル７のエントリには、
エントリの状態を示すフラグ（Ｆ，Ｕ，Ｃ）が設定され
る。フラグＦは、エントリにデータが割り当てられた事
を示す。フラグＵは、エントリが使用されていない状態
を示す。フラグＣは次のエントリが連続したデータによ
り割り当てられている状態を示す。制御装置１は、バッ
ファ管理テーブル７を参照することにより、ホストシス
テム１０から受取った書込みデータを格納すべき次の書
込みバッファ６の格納位置を決定できる。図２に示す具
体例では、書込みバッファ６のバッファ領域（格納位
置）Ｂ０からＢ７まで書込みデータが格納されている。
ＬＡ９９、ＬＡ１００、Ｌ３５、Ｌ６７８…、ＬＡ５４
１は、格納されている書込みデータの論理アドレスを意
味する。
【００１７】ここで、本実施形態では、書込みバッファ
６からディスク装置２への書込み処理はストライプ単位
であり、読込み処理は可変長の論理ブロック単位である
と想定する。ストライプ単位の書込み処理とは、Ｎ台の
ディスクドライブにおいて、Ｎ＊Ｋ（Ｋブロック数を示
す整数）個の論理ブロックのデータの一括書込み動作の
実行である。 （本実施形態の動作の説明）まず、図２を参照して、書
込みバッファ６に格納された論理ブロックのデータの前
の論理アドレスに位置する論理ブロックに、ホストシス
テム１０から書込み要求があった場合の動作を説明す
る。本実施形態では、説明を簡略にするために、書込み
バッファを書込みバッファと読込みバッファとの共有バ
ッファとして想定しているが、これらのバッファはそれ
ぞれ独立であっても問題ない。この場合、当然ながら読
込みバッファは揮発性メモリまたは不揮発性メモリのい
ずれにあってもよい。
【００１８】制御装置１は、ホストシステム１０から書
込み要求された書込みデータに対応する論理アドレスＬ
Ａ３４の場合において、バッファ管理テーブル７を参照
して、次に書込み可能な書込みバッファ６のバッファ領
域Ｂ８（フラグＵにより現時点では未格納領域）を認識
する。このとき、書込み用の論理アドレスとして連続し
たバッファ領域を割り当てることが可能ように、書込み
バッファ６上の格納位置（バッファ領域）を移動して、
バッファ領域Ｂ２を格納位置として決定する。即ち、図
３に示すように、制御装置１は、論理アドレスＬＡ３４
のデータをバッファ領域Ｂ２に格納し、バッファ領域Ｂ
８まで順次移動してデータを格納する。
【００１９】次に、書込みバッファ６に格納された論理
ブロックのデータ更新処理において、２論理ブロックに
またがる書込み要求の場合の動作を説明する。
【００２０】ホストシステム１０からから書込み要求さ
れた書込みデータに対応する論理アドレスＬＡ１００の
場合において、制御装置１は、図２に示すバッファ管理
テーブル７を参照して、次の書込み可能なバッファ領域
Ｂ８及び論理アドレスＬＡ１００に対応するバッファ領
域Ｂ１を認識する。ここで、データ更新処理として、２
論理ブロックにまたがるため、論理アドレスＬＡ１００
のデータサイズが増えた分の論理アドレスＬＡ１０１に
対応するバッファ領域を割り当てる必要がある。この場
合には、遅延したストライプ毎の書込み処理時に、スト
ライプ上の物理ブロックとして連続に割り当てるように
する。このときのブロック移動は最小ですむようにする
と効率が良い。このデータ更新処理では、図４に示すよ
うな状態となる。
【００２１】さらに、論理アドレスとして連続する２ブ
ロックの読出し要求に対して、物理アドレスとして連続
的に配置されていない場合に、物理アドレスとして連続
化するための作を説明する。
【００２２】ホストシステム１０から要求された論理ア
ドレスがＬＡ１１１、ＬＡ１１２の場合において、制御
装置１は、図２に示すバッファ管理テーブル７を参照し
て、次の書込み可能なバッファ領域Ｂ８、及び論理アド
レスとして連続したバッファ領域を割り当てることが可
能であるバッファ領域Ｂ４、Ｂ５を決定する。ここで
は、論理アドレスＬＡ１１１及びＬＡ１１２のそれぞれ
に対応するデータが、ディスク装置２上の別々のストラ
イプに配置されている場合を想定するので、２回の読出
し処理が必要となる。そこで、連続したブロックとして
まとめることにより、当該ストライプが書込まれた後で
は、読出し処理のためのディスク装置２への読込み要求
は、同一ストライプ上の連続した物理ブロックへの要求
を一度だけ実行すればよい。この場合の書込み処理で
は、図５に示すような状態となる。
【００２３】以上のように書込みバッファ６とバッファ
管理テーブル７との関係について説明した。図２から図
５に示す具体例では、書込みバッファ６に対する読込み
処理や書込み処理時に連続した論理アドレスとして位置
するデータに対して、物理的にも連続したアドレスにな
るようにデータの再配置が行なわれる。但し、コンピュ
ータシステムのデータ転送の性能に基づいて、書込みバ
ッファ６の全てのデータを論理アドレスの順番に並び替
える方法でもよい。また、データを並び替える代わり
に、書込みバッファ６からディスク装置２に書出すブロ
ックの順を示したリストを備えることにより、データ移
動を伴うことなく、リスト中の順番を変更する方法でも
よい。
【００２４】また、ディスク装置２（ディスクドライブ
２１〜２４）は、それぞれブロックサイズの整数倍
（Ｋ）であるストライプユニットと呼ぶ予め決められた
単位（ディスク上の１トラック長に近いサイズが良い）
で書込み処理を一括して実行する。このとき、ディスク
ドライブ２１〜２４の物理的に同じ位置のストライプユ
ニットは１つのストライプとして、同じタイミングで書
込み処理が行われる。また、ホストシステム１０には、
実際のディスクドライブ２１〜２４を合わせて全記憶容
量よりも少ない容量のディスク装置２として見られてい
る。具体的には、ホストシステム１０が初期時にディス
ク装置２の記憶容量を問い合わせて来ると、制御装置１
は実際の記憶容量より少ない記憶容量を応答する。従っ
て、ホストシステム１０が論理的に書込み、読出し可能
な記憶領域以外に、ディスク記憶システムとしては独自
の記憶領域を確保することが可能となる。この記憶領域
を、本実施形態では空領域と呼ぶことにする。
【００２５】さらに、タイムスタンプ５は、ホストシス
テム１０からの書込みデータが実際にディスク装置２に
書込まれるときに付加される情報であり、ディスク装置
２内でのデータ書込み順序を判定するのに使用される。
書込みバッファ６のデータがディスク装置２に書込まれ
る毎に、タイムスタンプ５はインクリメントされること
になる。 （システムの書込み動作）以下図１のシステムにおい
て、本実施形態の書込み動作を主として図６を参照して
説明する。
【００２６】制御装置１は、ホストシステム１０から書
込みデータとその論理アドレスを受取ると、不揮発性メ
モリ４上の書込みバッファ６の空領域にブロック単位に
分割して詰めて格納する。また、受取った論理アドレス
はブロック毎のアドレスに変換して、バッファ管理テー
ブル７の対応するエントリに格納する。これらの処理
は、受取った論理アドレスおよび書込みバッファ６に既
に格納されているデータを参照することにより、書込み
バッファ６の最適な格納位置に詰めて格納する。なお、
既に書込みバッファ６に格納されているデータに対する
データ更新処理の場合には、書込みバッファ６の空領域
に詰めて格納するのではなく、直接に書込みバッファ６
内の旧データを更新する。
【００２７】ホストシステム１０からの書込みデータ
は、１ストライプ分に１ブロック少ない数（Ｎ＊Ｋ−
１）だけ書込みバッファ６に蓄積された段階で、制御装
置１はそれらのデータをディスク装置２に書込み処理す
る。このとき、最後の書込みブロックとして、バッファ
管理テーブル７に格納された各ブロックの論理アドレス
と揮発性メモリ３上のタイムスタンプ５から論理アドレ
ス・タグ・ブロックを作成する。この論理アドレス・タ
グ・ブロック内のアドレスデータとデータブロックとの
間には、１対１の関係があらかじめ設定されており、各
データブロックの論理アドレスが分かるようになってい
る。
【００２８】この後に、制御装置１は、当該論理アドレ
ス・タグ・ブロックを加えた１ストライプ分のデータ
を、一括してディスクドライブ２１−２４の空領域に同
時に書き込む。前述したように、１ストライプ内の書込
みブロックは、論理アドレスに対して連続した領域にな
っているため、最新のデータは同じストライプ上に連続
した配置となるため、読込み性能が向上する。このよう
な動作を図６に示す。
【００２９】ここで、タイムスタンプ５の値は書込み処
理が完了した段階でインクリメントされる。このよう
に、多数の細かいディスク書込み処理を１回で一括して
実行できるため、ディスク書込み性能を向上させること
ができる。 （データ更新処理時の詰替え処理）次に、図７を参照し
てデータ更新処理時の詰替え処理について説明する。
【００３０】データ更新処理時では、旧データの領域を
直接書き換えるのではなく、更新データを蓄積し、ディ
スク装置２内に予め用意した別の空領域に一括して書込
む方法では空領域が常に存在することが必須である。こ
のため、ホストシステム１０からのディスクアクセスが
空いている間に、既に他の領域にデータが書込まれて無
効になっているデータを寄せ集めて空領域を作る必要が
ある。この処理を詰替え処理と呼ぶ。この詰替え処理
は、無効ブロック判定処理とストライプ統合の２つの処
理からなる。
【００３１】無効ブロック判定処理の具体例として、図
７に示すように、ホストシステム１０からのデータ書込
み要求において、１ブロックサイズの書込み順序を想定
する。図７において、Ｌ１８などの「Ｌ××」はホスト
システム１０から渡される論理ブロック（論理アドレ
ス）を意味し、Ｓ１などの「Ｓ××」は書込み順番を表
わす。本実施形態では、書込みバッファ６は１５論理ブ
ロックのデータを保持できる。最初のＳ１〜Ｓ１５の書
込みデータが、１つのストライプ（ＳＴ１）にまとめら
れて、タイムスタンプＴ１が付加されてディスク装置２
の空領域に書き出される。同様に、Ｓ１６〜Ｓ３０の書
込みデータが別のストライプ（ＳＴ２）としてタイムス
タンプＴ２が付加されて別の空領域に書き出される。な
お、書き出し毎に、タイムスタンプ５はインクリメント
されるので、「Ｔ１＜Ｔ２」の関係がある。
【００３２】ここで、図７から明らかなように、論理ブ
ロックＬ９、Ｌ１８のデータはタイムスタンプＴ１のス
トライプではＳ５、Ｓ２として、タイムスタンプＴ２の
ストライプではＳ１９、Ｓ２１のブロックとして重複し
て存在する。書込まれた順番を考えると、Ｓ１９、Ｓ２
１のデータブロックが有効であり、Ｓ５、Ｓ２のデータ
は無効と判定されなければならない。しかし、ここでは
便宜上、使用した書込み順番Ｓ××は実際のディスク上
には記録されていない。
【００３３】そこで、ストライプ内の論理アドレス・タ
グを使用して、この無効ブロック判定処理を行なう。図
７の具体例において、２つのストライプＳＴ１、ＳＴ２
の論理アドレス・タグＴＧ１、ＴＧ２の内容は、図８に
示す通りである。図８から明らかなように、２つの論理
アドレス・タグＴＧ１、ＴＧ２には同じ論理ブロックＬ
９、Ｌ１８のデータが含まれている。ストライプＳＴ１
のブロックＢ５、Ｂ２及びストライプＳＴ２のブロック
Ｂ４、Ｂ６のいずれかのデータが無効である。また、論
理アドレス・タグＴＧ２には有効なデータである論理ブ
ロックＬ１８とＬ１９が存在している。さらに、論理ア
ドレス・タグＴＧ１のタイムスタンプＴ１と論理アドレ
ス・タグＴＧ２のタイムスタンプＴ２とを比較すると、
「Ｔ１＜Ｔ２」の関係にあることから、ストライプＳＴ
１のブロックＢ５、Ｂ２が無効であることが判定でき
る。以上のように、ディスク装置２内の論理アドレス・
タグを参照することにより、無効なデータブロックを見
つけることができる。なお、このような処理に必要な読
み書きに伴うバッファは書込みバッファ７とは独立にし
た方が性能が向上する。当然ながら、書込みバッファ７
と共有してもよい。
【００３４】ストライプ統合処理の具体例として、図９
に示すように、２つのストライプＳＴ３、ＳＴ４を１つ
のストライプＳＴ５に統合する場合を想定する。図９に
示すように、ストライプＳＴ３ではＢ２、Ｂ７、Ｂ８、
Ｂ１２、Ｂ１３の５ブロックが有効であり、他の１０ブ
ロックは無効（ハッチング）であるとする。同様に、ス
トライプＳＴ４ではブロックＢ１８、Ｂ１９、Ｂ２０、
Ｂ２１、Ｂ２２、Ｂ２４、Ｂ２５、Ｂ２７、Ｂ２９の９
ブロックが有効であり、他の６ブロックが無効（ハッチ
ング）であるとする。２つのストライプの有効ブロック
は合わせて１４ブロックしかないので、この２つのブロ
ックを１つに統合することにより、結果として１つの空
領域が作れる。
【００３５】ストライプ統合では図９に示すように、２
つのストライプＳＴ３、ＳＴ４を揮発性メモリ３内に読
みだし、有効なブロックだけを詰めて書込みバッファ６
に移す。この場合に、ストライプＳＴ１とストライプＳ
Ｔ２の中にある有効なブロックの中から論理アドレスが
連続になるようにする。こうする事により、統合された
ストライプＳＴ５のブロックは、論理アドレスとしてだ
けでなく物理アドレスとしても連続したデータを保持で
きることになる。これに合わせて、図１０に示すよう
に、論理アドレス・タグもＴＧ３、ＴＧ４から有効ブロ
ックの論理アドレスだけを対応する位置に移し、新しい
論理アドレス・タグＴＧ５を作成し、その時点のタイム
スタンプ５を更新する。図１０から明らかなように、新
しく作成された論理アドレス・タグＴＧ５に含まれる論
理ブロック（アドレス）Ｌ１３、Ｌ１４とＬ２２とＬ２
３は、ストライプＳＴ５上でも連続な領域となってい
る。すなわち、論理的にも物理的にも連続な領域が確保
されていることになる。
【００３６】この具体例のように、１４個の有効ブロッ
クを想定する場合には、さらにホストシステム１０から
１つの書き込みブロックを有するストライプを完成させ
て、ディスク装置２の空領域に一括して書き込むことに
なる。このとき、論理アドレスの並替えを行なっても問
題はない。この場合、ディスク領域は有効に活用される
が、ホストシステム１０からバーストでディスクアクセ
スがある場合には、書き込み処理を待たすために、ディ
スクアクセスが集中する可能性が高い。そこで、最後の
データブロックは空状態のままにして、アクセスが空い
ている間に書き込むことも可能である。このとき、論理
アドレス・タグＴＧ５の最後のデータブロックに対する
論理アドレスには−１等ＮＵＬＬアドレスを入れること
により、データが入っていないことを表し、データが格
納されているデータブロックに対して論理アドレスの並
び変えをしても問題は発生しない。
【００３７】次に、書込まれたデータブロックの読出し
動作について説明する。
【００３８】前述の詰替え処理における無効ブロック判
定処理を、ディスク装置２内の全ストライプの論理アド
レス・タグに対して行うことにより、全論理アドレスに
対する有効ブロックの物理的位置を検出できる。従っ
て、原理的には、ホストシステム１０から読出しブロッ
クの論理アドレスを受け取る度に、全ストライプのチェ
ックを行うことにより、読出すべき物理ブロックを見つ
け出すことが出来る。しかし、この方法ではブロック読
出し処理に膨大な時間を要するため実用的ではない。
【００３９】そこで、システム起動時にだけ、全ストラ
イプの論理アドレス・タグの調査を実行して、揮発性メ
モリ３上に論理アドレスから物理アドレスへの変換マッ
プ８を作成する。ホストシステム１０からの読出し要求
に対しては、当該変換マップ８を使用して有効ブロック
へのアクセスを実行する。これにより、常に論理アドレ
ス・タグの調査をしなくても良く、読出し時に性能が大
きく低下することはない。また、この変換マップ８は何
時でも全ストライプを調査することで再生できるため、
従来のように電源障害に備えて不揮発メモリ４上に格納
する必要はない。 （変換マップの構成）以下図１１から図１３を参照し
て、本実施形態の変換マップ８の構成について説明す
る。
【００４０】変換マップ８は、図１１に示すように、各
論理アドレスに対するブロックが格納されているストラ
イプ番号ＳＴ＃、当該ストライプ内のブロック番号ＢＬ
Ｋ＃、さらにタイムスタンプＴＳ＃をテーブル形式で保
持しているテーブル情報である。制御装置１は、論理ア
ドレスＬ０〜Ｌｎにより変換マップ８を参照して、ＳＴ
＃とＢＬＫ＃から実際の物理アドレスを求める。
【００４１】ここで、システム起動時には、全ストライ
プの論理アドレス・タグを調査し、ディスク装置２内の
全てのストライプに対して、無効ブロックを検出する。
次に、全てのストライプに対してストライプ統合処理を
実行する。この場合には、各論理アドレスに対応するブ
ロックが格納されているストライプ番号ＳＴ＃と、当該
ストライプ内のブロック番号ＢＬＫ＃と、タイムスタン
プＴＳ＃とから、論理アドレスの連続性を考慮して、ス
トライプ番号ＳＴ＃、ブロック番号ＢＬＫ＃をできる限
り連続的になるように再配置する。これにより、連続し
たデータの読込み時に、ストライプ番号ＳＴ＃が異なっ
たり、同じストライプ番号ＳＴ＃でブロック番号ＢＬＫ
＃が不連続になるという可能性が少なくなり、ブロック
毎に行なっていた読込み要求は、書込みバッファ６とバ
ッファ管理テーブル７との関係からも分かるように、複
数ブロックを一度に読込むことが可能になり、性能低下
を軽減できる。
【００４２】図１１に示す変換マップの具体例では、デ
ィスク装置２へ書込み処理または更新処理のためにアク
セスする場合には、変換マップ８の全てのエントリを参
照することになる。この方法では、全てのエントリを検
索しなければならず、検索中に変換マップ８の全体を排
他制御しなければならないといった制約があるため、効
率的なアドレス変換であるとはいえない。そこで、効率
的なアドレス変換を可能にするために、論理アドレスを
ハッシュキーにした変換マップ（図１２を参照）や論理
アドレスを２分岐検索する変換マップ（図１３を参照）
を作成することが望ましい。これらの変換マップを使用
することにより、効率的なアドレス変換が可能となる。
【００４３】論理アドレスをハッシュキーにした変換マ
ップの場合には、頻繁に使用される論理アドレスのエン
トリをハッシュリストの先頭に配置するように作成す
る。このことにより、読み出したデータを更新するとき
に、更新性能が向上する。本構造で変換マップを作成す
る場合には、検索時間を考慮して、根の論理アドレスに
考慮する必要がある。図１３の具体例では、コンピュー
タシステムで取扱い可能な論理アドレスの中間値を使用
した２分岐による本構造であるが、多分岐による本構造
も可能である。
【００４４】また、システム起動時の変換マップの作成
は、調査した論理アドレス・タグの全論理アドレスにつ
いて、テーブルのタイムスタンプ５より論理アドレス・
タグのタイムスタンプ５が大きいときだけ、そのストラ
イプ番号ＳＴ＃と対応するブロック番号ＢＬＫ＃を各々
の変換マップに応じてテーブル、ハッシュリスト、本構
造に登録する。この調査を全ストライプについて行なえ
ば、有効ブロックだけを指す変換マップが作成される。
この場合にも、ストライプ統合処理と同様の処理をする
ことにより、連続したデータの読込み処理時に、ストラ
イプ番号ＳＴ＃が異なったり、同じストライプ番号ＳＴ
＃でブロック番号ＢＬＫ＃が不連続となる可能性が少な
くなり、性能を低下することがなくなる。更に、ディス
ク装置２にストライプを書込む毎に、その論理アドレス
・タグに対して同様の処理を行なうことにより、この変
換マップは常に有効なブロックを指す。また、ディスク
アクセスが空いているときに、各ストライプの論理アド
レス・タグと変換マップとを比較検査することにより、
離散しているデータを同一のストライプや連続したブロ
ックに統合することができる。更に、メモリ障害等でこ
の変換マップが不正な値になっても検出可能である。
【００４５】以上のような変換マップ８は、ディスク装
置２の記憶容量に応じて、書き込み処理の時間的順序を
維持するために必要なタイムスタンプ５と、論理アドレ
スから物理アドレスへのアドレス変換を行なうため揮発
性メモリ３の記憶容量とが必要となる。このため、記憶
容量が大きなディスク装置２の場合には、メインメモリ
上の揮発性メモリ３が多く必要となるため実際的ではな
い。そこで、最新データの位置情報を管理する間接マッ
プの一部を、ディスク装置内の空領域に格納し、変換す
るデータとその論理アドレスとが間接マップに存在しな
い場合には、保存してあるディスク装置２内の空領域か
ら間接マップを読みだし、間接マップを再作成すること
が有効になる。
【００４６】ここで、間接マップを再作成する場合につ
いて説明する。論理アドレスから物理アドレスに変換す
る度に、ディスク装置に保存してある間接マップを読出
して再作成する方式では、コンピュータシステムの性能
上から容認しがたいものになってくる。そこで、ディス
ク装置内に保存してある間接マップの一部に対して、高
頻度の読出し要求が発生しないようにすることが重要と
なる。そのためには、各論理アドレスに対応する間接マ
ップのエントリのタイムスタンプの古いものから順番に
ディスク装置２へ保存することにより、最適な間接マッ
プを構成することが可能である。
【００４７】以上のように、変換マップ８の作成処理に
おける要素は論理アドレス・タグの検査である。故に、
大容量のディスク装置２のように論理アドレス・タグ数
が多い場合、電源障害やシステム起動時の変換マップ作
成に長時間を要する。特に、図２に示すように、論理ア
ドレス・タグ・ブロックが１台のディスクドライブ２４
に集中すると、システム起動時には当該ディスクドライ
ブ２４にアクセスが集中し、論理アドレス・タグの調査
を並列に行うことが不可能となる。そこで、図１４に示
すように、ストライプにより論理アドレス・タグが格納
されるディスクドライブを４台に分散して並列に論理ア
ドレスタグを調査することにより、この変換マップ作成
に要する時間を１／４に短縮化できる。 （セグメント分割管理）図１５と図１６はディスク装置
２の記憶領域を複数のセグメントに分割管理するセグメ
ント分割管理方式を示す図である。この方式により、変
換マップ８の作成に必要な論理アドレス・タグの検査数
を削減することができる。図１６にセグメント分割方式
におけるディスク装置の記憶領域の構成を示す。図１６
に示すように、ディスク装置の記憶領域は、ストライプ
を単位としてセグメント管理情報（ハッチング）と４つ
のセグメントに分割される。ここで、セグメントとは書
込みバッファデータの一括書込み処理や詰め替え処理の
ディスク書込みがある期間集中して行われる単位領域の
ことである。例えば、セグメント２がディスク書込みの
対象である間は、セグメント１、３、４には書込み処理
が実行されないように空領域の選択を制御する。
【００４８】また、あるセグメントの空領域が少なくな
りディスク書込みを他のセグメントへ切替えるときには
セグメント管理情報をディスク装置に保存する。セグメ
ント管理情報は図１５に示すように、セグメント番号と
切替え時変換マップから構成される。セグメント番号と
は切替え先のセグメント番号で、切替え時変換マップと
はセグメントを切替える時点での揮発性メモリ３上の変
換マップ８の状態を示す。
【００４９】なお、切替え時変換マップはセグメントが
切替える度に全て上書きするのではなく、直前のセグメ
ントに書込まれた論理アドレスのエントリだけを書き戻
せばよい。従って、前回のセグメント切替え時にタイム
スタンプを覚えておき、変換マップのタイムスタンプを
比較することにより、直前のセグメントに書込まれた論
理アドレスを判定できる。
【００５０】このセグメント分割方式では、セグメント
切替え時にセグメント管理情報を保存している。よっ
て、セグメント切替え時の変換マップをセグメント管理
情報から読み出して、その後でセグメント管理情報のセ
グメント番号で指示されるセグメントの論理アドレスタ
グだけを検査するだけで、全論理アドレス・タグを検査
した場合と同じ変換マップが再現できる。従って、この
方式により必要な論理アドレス・タグの検査数は１セグ
メント分で良く、この例では変換マップの作成に要する
時間を１／４に短縮化することが可能となる。
【００５１】更に、不揮発性メモリ４上にセグメント内
の全ストライプに対応したビットマップを用意して、セ
グメント切替え時にはこのビットマップをクリアし、一
括書込みや詰替えの書込み時には書込んだストライプに
対応するビットを“１”にセットする。これによりセグ
メントを切替えてから変更のあるストライプだけがビッ
トマップが“１”になる。従って、変換マップ作成時に
このビットマップを参照し、変更の有ったストライプの
論理アドレスタグだけを検査することで検査数をさらに
減らせ、変換マップ作成に要する時間を更に短縮化でき
る。
【００５２】通常、論理アドレス・タグのサイズは５１
２〜１０２４バイトであり、ディスクのシーケンシャル
アクセスとランダムアクセスに約５０倍の性能差があ
る。図２に示す方式では論理アドレス・タグの情報が各
ストライプ毎にとびとびに存在するので、変換マップの
作成では時間のかかるランダムアクセスを実行してい
る。そこで、図１７に示すように、論理アドレス・タグ
だけを連続して格納する専用タグ領域を（セグメント分
割する場合は、各セグメント毎に）用意し、５０倍も高
速なシーケンシャルアクセスで論理アドレスタグを読み
出せるようにする。そして、ホストシステム１０からの
データの一括書込み処理や詰替え処理時には、空領域だ
けでなく対応する専用タグ領域にも論理アドレス・タグ
を書込むようにする。この方式であれば、１ストライプ
当たり４回のディスク書込み処理に対して、専用タグ領
域への論理アドレス・タグの書込み処理のために、書込
み操作が１回増えることになる。しかし、変換マップ作
成が５０倍も高速になるので、ディスク装置の立ち上が
り時間が問題となるときには非常に有効な手段である。
専用タグ領域への書込み時間を最小にするためには、専
用タグ領域は図１７に示すように、対象領域を中心に設
定することにより、ディスクドライブのシーク時間を短
縮化することが望ましい。また、通常ではディスク装置
２はセクタ（５１２バイトなど）単位の書込み処理を実
行するため、専用タグ領域内の論理アドレスタグはセク
タ単位で割り付けて、論理アドレス・タグの書込み処理
時には読出し処理を不要にすることが望ましい。 （タイムスタンプの説明）図１に示すように、タイムス
タンプ５は揮発メモリ３上に記憶されている。このた
め、システムの電源障害などにより揮発メモリ３上のタ
イムスタンプ５が消去する可能性がある。そこで、変換
マップ８の場合と同様にして、システム起動時にだけ全
ストライプの論理アドレス・タグを調査し、一番大きな
タイムスタンプ５の次の値を揮発メモリ３上のタイムス
タンプ５にセットする。なお、変換マップの作成処理の
説明で述べた時間短縮手法がそのままタイムスタンプの
再生にも適用できる。
【００５３】また、タイムスタンプ５はディスク装置２
に書込む度に、インクリメントされて、ディスク上の書
込み順序の判定処理のみに使用される。具体例として、
タイムスタンプ５が２４ビットのカウンタで構成される
場合を想定する。２４ビットカウンタでは、１６Ｍ回の
書込み処理でカウンタが一周してクリアされてしまう。
そこで、一般的には有効なタイムスタンプ５の最小値を
基準として、それより小さい値は１６Ｍを加えて比較し
て判定する。この最小値も同様にシステム起動時にだけ
全ストライプの論理アドレス・タグを調査して求める。
しかし、この手法が使えるのはタイムスタンプの最大値
が最小値を追い越さないこと、つまり、タイムスタンプ
の最大値と最小値との差が２４ビットで表わせる範囲以
内であることを前提にしている。従って、タイムスタン
プ５が一周前に必ず全ストライプを更新してタイムスタ
ンプ値を新しく更新する必要がある。これには、無効ブ
ロックが少なくても予め設定した書込み回数の間に更新
されなかったストライプを詰替えの対象として選ぶよう
に制御するか、無効ブロックの論理アドレスをＮＵＬＬ
アドレスにした、そのストライプの論理アドレスタグだ
けを書き換える。ＮＵＬＬアドレスを使う方法は論理ア
ドレス・タグ・ブロックの書き換えであるので詰替え処
理と比較して常に軽い処理である。
【００５４】尚、前記の具体例では、無効ブロック判定
処理に２つストライプＳＴ１、ＳＴ２の論理アドレス・
タグを相互に比較して判定する方法についてのみ説明し
たが、全無効ブロックを調べるには２つのストライプ間
の全組み合わせを調べなければならない。しかし、変換
マップがあれば論理アドレス・タグ内の各論理アドレス
について、有効データを指示している変換マップのタイ
ムスタンプとそのストライプのタイムスタンプとを比較
し、値が小さいブロックを無効ブロックと判定すること
ができる。 （本実施形態の変形例）図１８は本実施形態の変形例を
示す図である。本実施形態は、ＲＡＩＤ０方式を適用し
たシステムを想定している。これに対して、本変形例は
パリティデータを使用する冗長性ディスク構成のＲＡＩ
Ｄ５方式を適用したシステムである。
【００５５】本システムは、図１８に示すように、図１
のシステムに対して、冗長用のディスクドライブ２５が
追加された構成である。なお、これ以外の制御装置１、
ディスク装置２（ディスクドライブ２１、２２、２３、
２４）、揮発性メモリ３、不揮発性メモリ４、タイムス
タンプ５、書込みバッファ６、およびバッファ管理情報
（テーブル）７は、図１に示す本実施形態と同じ機能を
有する要素である。
【００５６】以下、本変形例のシステムの動作を、本実
施形態との差異を中心にして説明する。書込み処理で
は、ホストシステム１０からの書込みデータが１ストラ
イプ分に１ブロック少ない数（Ｎ＊Ｋ−１）だけ書込み
バッファ６に蓄積された段階で、制御装置１はそれらの
データをディスクドライブ２１〜２５に書込み処理して
いく。このとき、最後の書込みブロックとして、バッフ
ァ管理管理テーブル７に格納された各ブロックの論理ア
ドレスと揮発性メモリ３上のタイムスタンプ５とから論
理アドレス・タグ・ブロックを作成するまでは処理は、
本実施形態の場合と同様である。
【００５７】この後、制御装置１は、図１９に示すよう
に、論理アドレス・タグ・ブロックを加えた１ストライ
プ分のデータからストライプユニット毎の排他論理輪演
算（ＸＯＲ）を実行し、パリティデータ（Ｐ）のストラ
イプユニットを作成する。そして、このパリティデータ
付きのストライプのデータを一括して、ディスクドライ
ブ２１〜２５の空領域に同時に書込む。本実施形態のよ
うに、可変長のブロック単位での読込み処理を行なう場
合には、書込むための空領域は、各ディスクの現在のス
トライプ位置からの差分が最も少なくなる空領域に近い
ストライプを選択する。このような選択方法により、各
ディスクのシーク時間による書込み処理の応答時間を均
等にすることができる。ストライプ単位での読込みによ
る場合には、このようなことにはならないので問題がな
い。
【００５８】また、タイムスタンプ５の値は書込み処理
が完了した段階でインクリメントされる。このように多
数の細かいディスク書込み処理を１回にまとめられるの
に加え、パリティ計算に必要な旧データや旧パリティデ
ータのブロックを読込む必要がないので、さらにディス
クアクセス回数を減少することができる。なお、ストラ
イプ詰替え処理時のディスク書込み処理でも、同様にし
てパリティデータ付きのストライプを作成してからディ
スク装置２に書込む（図１９を参照）。
【００５９】冗長性ディスク構成（パリティ）のＲＡＩ
Ｄ５方式のシステムでは、１台のディスクドライブが故
障しても、故障したディスクドライブのデータはストラ
イプを構成する他ディスクドライブのデータとパリティ
データとのＸＯＲ演算を実行することにより再現するこ
とができる。しかし、システム起動時に一台故障してい
た場合には、論理アドレス・タグを格納していないディ
スクドライブのデータも読出して論理アドレス・タグを
再生してから検査するため、変換マップ８の作成処理に
かなり時間を要し、システム起動が完了するまでの時間
が大幅に増大してしまう。
【００６０】そこで、図２０に示すように、ストライプ
を構成するデータブロックを１つ減らして２つのディス
クドライブに同じ論理アドレス・タグを書込むように制
御する。これにより、ディスクドライブの１台が故障し
ても、変換マップ８の作成時には残っている方の論理ア
ドレス・タグを読出すことができるので、システム起動
に要する時間の大幅な増大を回避できる。
【００６１】また、変換マップ作成の高速化のために専
用タグ領域を活用する場合、図２１に示すように、論理
アドレス・タグが専用タグ領域に格納されるディスクド
ライブと、ストライプに格納されるディスクドライブと
が異なるように、専用タグ領域の論理アドレス・タグの
割り付け処理を制御することにより、ストライプ内の論
理アドレス・タグは１つでよい。
【００６２】なお、専用タグ領域へ論理アドレス・タグ
を書込む場合も、パリティデータによるディスク障害対
策を行うと、従来１回の書込み操作の増大で済んでいた
ものが、２回の書込み処理と２回の読出し処理が必要に
なって、一括書込み処理時やストライプ詰替え処理時の
ディスク書込み動作のオーバヘッドが大きく増大する。
従って、この専用タグ領域の情報はパリティデータを使
用した障害対策を実行しない方が望ましい。専用タグ領
域の情報は変換マップ高速化のためであり、故障したデ
ィスクドライブの専用タグ領域に格納されていた論理ア
ドレス・タグは、ストライプ中のものを（ランダムアク
セスで）見れば良いので問題はない。また、ランダムア
クセスで検査する論理アドレス・タグは１／５だけであ
るので、変換マップ作成の高速化の効果はある。
【００６３】なお、本実施形態は、ＲＡＩＤ方式のディ
スク記憶システムに適用した場合について説明したが、
これに限る事なく、光磁気ディスク等を使用したシステ
ムにも適用することができる。また、シーケンシャル書
込み処理とランダム書込み処理とで大きく性能が異なる
ディスク記憶システムや、小ブロックの更新処理では２
回の読出し処理と２回の書込み処理とが必要なパリティ
による冗長性を持たせたＲＡＩＤ構成のディスク記憶シ
ステムにも適用できる。
【００６４】
【発明の効果】以上詳述したように本発明によれば、デ
ィスク装置から読出すべきデータを不揮発性メモリ上の
書込みバッファの空領域に物理的に連続したブロック単
位に分割して詰めて格納する方式であるため、一括した
アドレスに変換できるため、読出しのための入出力要求
が分割される必要がない。また、ディスク装置の容量に
依存しないでメインメモリ上に変換マップを作成するこ
とができるため、メインメモリの記憶領域を効率的に使
用することができる。本発明を特に高速の書込み方法を
採用したＲＡＩＤ方式のディスク記憶システムに適用す
れば、特にデータ更新処理に関する性能の向上を図るこ
とが可能となる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の実施形態のＲＡＩＤ方式のディスク記
憶システムの概念的構成を示すブロック図。
【図２】本実施形態の書込みバッファとバッファ管理情
報との関係を示す概念図。
【図３】本実施形態の書込みバッファとバッファ管理情
報との関係を示す概念図。
【図４】本実施形態の書込みバッファとバッファ管理情
報との関係を示す概念図。
【図５】本実施形態の書込みバッファとバッファ管理情
報との関係を示す概念図。
【図６】本実施形態の書込み動作におけるディスク装置
の空領域の格納内容を説明するための図。
【図７】本実施形態の書込み動作における詰替え処理を
説明するための図。
【図８】図７の具体例におけるストライプＳＴ１、ＳＴ
２の論理アドレス・タグＴＧ１／ＴＧ２の内容を示す
図。
【図９】図７の具体例におけるストライプ統合処理を説
明するための図。
【図１０】図９のストライプ統合処理において、論理ア
ドレスタグＴＧ３／ＴＧ４から論理アドレスタグＴＧ５
を作成する場合の具体例を示す図。
【図１１】本実施形態の変換マップの構成を説明するた
めの図。
【図１２】本実施形態の変換マップの構成を説明するた
めの図。
【図１３】本実施形態の変換マップの構成を説明するた
めの図。
【図１４】本実施形態に関係する論理アドレス・タグを
分散配置した具体例を説明するための図。
【図１５】本実施形態に関係するセグメント分割管理を
説明するための図。
【図１６】本実施形態に関係するセグメント分割管理を
説明するための図。
【図１７】本実施形態に関係する専用タグ領域の内容を
示す図。
【図１８】本実施形態の変形例に関係するＲＡＩＤ５方
式のディスク記憶システムの概念的構成を示すブロック
図。
【図１９】本変形例の動作を説明するための概念図。
【図２０】本変形例に関係する論理アドレス・タグの作
成方法を示す図。
【図２１】本変形例に関係する専用タグ領域を割付け方
法を説明するための図。
【図２２】従来のディスク記憶システムのデータ更新方
法を説明するための概念図。
【図２３】本発明の実施形態のＲＡＩＤ方式のディスク
記憶システムの概念的構成を示すブロック図。
【符号の説明】 １…制御装置（ＣＰＵ） ２…ＲＡＩＤ方式のディスク装置 ３…揮発性メモリ（メインメモリ） ４…不揮発性メモリ ５…タイムスタンプ ６…書込みバッファ ７…バッファ管理情報（テーブル） １０…ホストシステム ２１〜２５…ディスクドライブ

Claims (15)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 Ｎ台のディスクドライブから構成される
    ディスク記憶システムであって、 Ｎ＊Ｋ（Ｋはブロック数を意味する整数）個の論理ブロ
    ックに相当する記憶容量を有する書込みバッファ手段
    と、 前記書込みバッファを前記各ディスクドライブとの間で
    転送される読出しデータ及び書込みデータのキャッシュ
    メモリとして管理し、前記書込みバッファに必要に応じ
    てデータ長を可変した前記論理ブロックを蓄積するため
    の管理手段と、 データ更新処理時に前記書込みバッファに蓄積した論理
    ブロックがＮ＊Ｋ−１個に達するまでその論理ブロック
    の更新を遅延させ、当該Ｎ＊Ｋ個の論理ブロックを、前
    記各ディスクドライブ上の更新対象の旧データを保持し
    ている領域とは別の空領域の中から連続した記憶領域を
    選択して、連続した書込み操作により順次書込むための
    書込み制御手段とを具備したことを特徴とするディスク
    記憶システム。
  2. 【請求項２】 前記管理手段は前記書込みバッファ手段
    と共にメモリ上に構成されたバッファ管理テーブルを有
    し、書込みデータをデータ長に応じて最適なブロック単
    位に分割し、前記書込みバッファ手段にログ形式で順番
    に詰めて格納し、ホストシステムからの書込みデータの
    論理アドレスを前記書込みバッファ手段の格納領域に対
    応する前記バッファ管理テーブルのエントリに格納する
    ように構成されたことを特徴とする請求項１記載のディ
    スク記憶システム。
  3. 【請求項３】 前記書込み制御手段は、前記書込みバッ
    ファに蓄積された各論理ブロックに対する論理アドレス
    から構成される論理アドレス・タグ・ブロックを生成
    し、Ｎ＊Ｋ−１個の論理ブロックに前記論理アドレス・
    タグ・ブロックを加えたＮ＊Ｋ個の論理ブロックを前記
    各ディスクドライブ上の更新対象の旧データを保持して
    いる領域とは別の空領域の中から連続した記憶領域に書
    込みむように構成されたことを特徴とする請求項１記載
    のディスク記憶システム。
  4. 【請求項４】 Ｎ台のディスクドライブから構成される
    ディスク記憶システムに適用するデータ更新方法であっ
    て、 Ｎ＊Ｋ（Ｋはブロック数を意味する整数）個の論理ブロ
    ックに相当する記憶容量を有する書込みバッファ手段に
    前記論理ブロックのデータ長を必要に応じて可変長で可
    変した前記論理ブロックを蓄積するステップと、 データ更新時に前記書込みバッファ手段に蓄積した前記
    論理ブロックがＮ＊Ｋ−１個に達するまで、当該論理ブ
    ロックの更新を遅延させるステップと、 当該Ｎ＊Ｋ個の論理ブロックを、前記各ディスクドライ
    ブ上の更新対象の旧データを保持している領域とは別の
    空領域の中から連続した記憶領域を選択して、連続した
    書込み操作により順次書込むステップとからなる処理を
    実行することを特徴とするデータ更新方法。
  5. 【請求項５】 Ｎ台のディスクドライブから構成される
    ディスク記憶システムに適用するデータ更新方法であっ
    て、 Ｎ＊Ｋ（Ｋはブロック数を意味する整数）個の論理ブロ
    ックに相当する記憶容量を有する書込みバッファ手段に
    前記論理ブロックのデータ長を必要に応じて可変長で可
    変した前記論理ブロックを蓄積するステップと、 データ更新時に前記書込みバッファ手段に蓄積した前記
    論理ブロックがＮ＊Ｋ−１個に達するまで、当該論理ブ
    ロックの更新を遅延させるステップと、 前記書込みバッファ手段に蓄積された各論理ブロックに
    対する論理アドレスから構成される論理アドレス・タグ
    ・ブロックを生成するステップと、 当該Ｎ＊Ｋ−１個の論理ブロックに前記論理アドレス・
    タグ・ブロックを加えたＮ＊Ｋ個の論理ブロックを生成
    するステップと、 前記論理アドレス・タグ・ブロックを加えたＮ＊Ｋ個の
    論理ブロックを前記各ディスクドライブ上の更新対象の
    旧データを保持している領域とは別の空領域の中から連
    続した記憶領域を選択して、連続した書込み操作により
    順次書込むステップとからなる処理を実行することを特
    徴とするデータ更新方法。
  6. 【請求項６】 Ｎ台のディスクドライブから構成される
    ディスク記憶システムに適用するデータ更新方法であっ
    て、 Ｎ＊Ｋ（Ｋはブロック数を意味する整数）個の論理ブロ
    ックに相当する記憶容量を有する書込みバッファ手段に
    前記論理ブロックのデータ長を必要に応じて可変長で可
    変した前記論理ブロックを蓄積するステップと、 データ更新時に前記書込みバッファ手段に蓄積した前記
    論理ブロックがＮ＊Ｋ−１個に達するまで、当該論理ブ
    ロックの更新を遅延させるステップと、 前記書込みバッファ手段に蓄積された各論理ブロックに
    対する論理アドレスから構成される論理アドレス・タグ
    ・ブロックを生成するステップと、 前記Ｎ＊Ｋ−１個の論理ブロックに前記論理アドレス・
    タグ・ブロックを加えたＮ＊Ｋ個の論理ブロックからＫ
    個のパリティブロックを生成するステップと、 当該パリティブロックを加えたＮ＊Ｋ個の論理ブロック
    を生成するステップと、 前記パリティブロックを加えたＮ＊Ｋ個の論理ブロック
    を前記各ディスクドライブ上の更新対象の旧データを保
    持している領域とは別の空領域の中から連続した記憶領
    域を選択して、連続した書込み操作により順次書込むス
    テップとからなる処理を実行することを特徴とするデー
    タ更新方法。
  7. 【請求項７】 前記書込みバッファ手段に対する書込み
    操作を行なう場合には、論理アドレスに対応してディス
    クドライブ上の連続したセクタの位置に対応するように
    論理ブロックを再配置するステップを含むことを特徴と
    する請求項４、請求項５、請求項６のいずれか記載のデ
    ータ更新方法。
  8. 【請求項８】 前記Ｎ＊Ｋ個の論理ブロックをストライ
    プと定義した場合に、前記ディスク装置上に連続した論
    理ブロックを連続して書込めるような空領域を作るた
    め、前記複数のストライプを読出して最新の論理ブロッ
    クだけを前記書込みバッファ手段に移して、対応する論
    理アドレス・タグ・ブロック内の論理アドレスから新し
    い論理アドレス・タグ・ブロックを生成するステップ
    と、 前記書込みバッファ手段の有効データと生成された論理
    アドレス・タグ・ブロックとから構成されるストライプ
    を、読出したストライプを保持していた領域とは別の空
    領域に依存するストライプの物理アドレスに順次書込む
    ステップとを含む請求項４、請求項５、請求項６のいず
    れか記載のデータ更新方法。
  9. 【請求項９】 前記空領域をつくるために、データの読
    出し要求や書込み要求とは独立した動作時に、読出した
    前記ストライプを保持していた領域とは別の空領域のデ
    ータの配置を変更するステップを含むことを特徴とする
    請求項４、請求項５、請求項６のいずれか記載のデータ
    更新方法。
  10. 【請求項１０】 ホストシステムからの論理アドレスと
    前記ディスクドライブの物理アドレスとを変換するめた
    の変換マップを設けて、アドレス変換時に前記変換マッ
    プの全てのエントリを検索するステップを含むことを特
    徴とする請求項４、請求項５、請求項６のいずれか記載
    のデータ更新方法。
  11. 【請求項１１】 前記アドレス変換時に前記変換マップ
    から論理アドレスをハッシュキーにした線形検索を実行
    するステップを含むことを特徴とする請求項１０記載の
    データ更新方法。
  12. 【請求項１２】 前記論理アドレスから前記物理アドレ
    スへのアドレス変換時に、前記変換マップを木構造で管
    理し、二分木検索を実行するステップを含むことを特徴
    とする請求項１０記載のデータ更新方法。
  13. 【請求項１３】 前記各論理アドレスに対するストライ
    プ番号、ストライプ内のブロック番号、有効データのタ
    イムスタンプから構成される前記変換マップを生成し、
    前記論理アドレス・タグ・ブロックに基づいて変換マッ
    プの一部を前記ディスクドライブスク内の空領域に格納
    するステップを含むことを特徴とする請求項１０記載の
    データ更新方法。
  14. 【請求項１４】 前記変換マップの一部を前記ディスク
    ドライブに格納する場合に、最も最後にアクセスされた
    データを含む論理ブロックに対応する領域に応じて順次
    格納するステップを含むことを特徴とする請求項１３記
    載のデータ更新方法。
  15. 【請求項１５】 前記書込み制御手段は、前記ディスク
    ドライブ上のセクタ位置に対応して、前記ディスクドラ
    イブ上の更新対象の旧データを保持している領域を選択
    して記憶領域に書込むことを特徴とする請求項４、請求
    項５、請求項６のいずれか記載のデータ更新方法。
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