JPH11338641A - ディスク制御装置及びその制御方法 - Google Patents
ディスク制御装置及びその制御方法Info
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- JPH11338641A JPH11338641A JP10140922A JP14092298A JPH11338641A JP H11338641 A JPH11338641 A JP H11338641A JP 10140922 A JP10140922 A JP 10140922A JP 14092298 A JP14092298 A JP 14092298A JP H11338641 A JPH11338641 A JP H11338641A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】ＣＫＤフォーマットの上位装置とＦＢＡフォー
マット上位装置の両方によりＦＢＡディスク装置を共用
させる。 【解決手段】ＣＫＤフォーマットの第１上位装置１２と
ＦＢＡフォーマットの第２上位装置１４を専用の第１及
び第２チャネルアダプタ１８，２０により個別に接続可
能とし、ディスク制御装置１０は、第１上位装置１２の
ＣＫＤフォーマットとディスク装置のＦＢＡフォーマッ
トの変換機能をベースに、第２チャネルアダプタ２０に
第２上位装置１４のＦＢＡフォーマットとディスク制御
装置内のＣＫＤフォーマットとの変換機能を持たせるこ
とで、ＣＫＤフォーマットとＦＢＡフォーマットの上位
装置１２，１４にディスク資源を共用させる。
マット上位装置の両方によりＦＢＡディスク装置を共用
させる。 【解決手段】ＣＫＤフォーマットの第１上位装置１２と
ＦＢＡフォーマットの第２上位装置１４を専用の第１及
び第２チャネルアダプタ１８，２０により個別に接続可
能とし、ディスク制御装置１０は、第１上位装置１２の
ＣＫＤフォーマットとディスク装置のＦＢＡフォーマッ
トの変換機能をベースに、第２チャネルアダプタ２０に
第２上位装置１４のＦＢＡフォーマットとディスク制御
装置内のＣＫＤフォーマットとの変換機能を持たせるこ
とで、ＣＫＤフォーマットとＦＢＡフォーマットの上位
装置１２，１４にディスク資源を共用させる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、上位装置のアクセスに
基づきデータをキャッシュメモリを介してディスク装置
に書き込み、あるいはディスク装置より読み取ったデー
タをキャッシュメモリから読み出して上位装置に転送す
るディスク制御装置及びその制御方法に関し、特に、可
変長フォーマットによるアクセスを行う上位装置と固定
長フォーマットによるアクセスを行う上位装置の両方の
アクセスを処理可能とするためのディスク制御装置及び
その制御方法に関する。
基づきデータをキャッシュメモリを介してディスク装置
に書き込み、あるいはディスク装置より読み取ったデー
タをキャッシュメモリから読み出して上位装置に転送す
るディスク制御装置及びその制御方法に関し、特に、可
変長フォーマットによるアクセスを行う上位装置と固定
長フォーマットによるアクセスを行う上位装置の両方の
アクセスを処理可能とするためのディスク制御装置及び
その制御方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】磁気ディスクサブシステムは、Ｉ／Ｏデ
バイスとして磁気ディスク装置（ＤＡＳＤ：Direct Acc
ess Storage Device）と、上位装置と該磁気ディスク装
置の間に設けられ、磁気ディスク装置へのデータの書き
込み及び磁気ディスク装置からのデータの読み出しを制
御するディスク制御装置を備えている。
バイスとして磁気ディスク装置（ＤＡＳＤ：Direct Acc
ess Storage Device）と、上位装置と該磁気ディスク装
置の間に設けられ、磁気ディスク装置へのデータの書き
込み及び磁気ディスク装置からのデータの読み出しを制
御するディスク制御装置を備えている。
【０００３】磁気ディスク装置は機械的動作を伴うた
め、アクセス時間はミリ秒台より高速にすることが困難
で、半導体メモリのアクセス時間に比べると、相当の開
きがある。そこで、アクセス速度を向上させるためにデ
ィスク制御装置内にキャッシュメモリを備えたディスク
キャッシュがある。ディスクキャッシュは、ホストから
のアクセスが磁気ディスク装置上の特定データに集中す
る傾向にあることを利用して、参照頻度が高いデータを
キャッシュメモリに複写し、複写したデータへの再アク
セスは磁気ディスク装置上のデータをアクセスする代わ
りに、キャッシュメモリ上から直接転送するものであ
る。
め、アクセス時間はミリ秒台より高速にすることが困難
で、半導体メモリのアクセス時間に比べると、相当の開
きがある。そこで、アクセス速度を向上させるためにデ
ィスク制御装置内にキャッシュメモリを備えたディスク
キャッシュがある。ディスクキャッシュは、ホストから
のアクセスが磁気ディスク装置上の特定データに集中す
る傾向にあることを利用して、参照頻度が高いデータを
キャッシュメモリに複写し、複写したデータへの再アク
セスは磁気ディスク装置上のデータをアクセスする代わ
りに、キャッシュメモリ上から直接転送するものであ
る。
【０００４】データはＬＲＵ（Least Recently Used)ア
ルゴリズムに基づき入れ替えられるため、その時点でア
クセス頻度が高いデータを保持する。アクセス頻度の高
いデータは機械的な動作が不要となり、Ｉ／Ｏ応答時間
を大幅に短縮できる。従来、メインフレームを構築する
グーバルサーバにあっては、可変長レコードのＣＫＤフ
ォーマット（Count Key Data Format) に従って磁気デ
ィスク装置のアクセスを行っており、このため磁気ディ
スク制御装置にはＣＫＤフォーマットを前提としたディ
スク装置（ハードディスクドライブ）しか接続できな
い。
ルゴリズムに基づき入れ替えられるため、その時点でア
クセス頻度が高いデータを保持する。アクセス頻度の高
いデータは機械的な動作が不要となり、Ｉ／Ｏ応答時間
を大幅に短縮できる。従来、メインフレームを構築する
グーバルサーバにあっては、可変長レコードのＣＫＤフ
ォーマット（Count Key Data Format) に従って磁気デ
ィスク装置のアクセスを行っており、このため磁気ディ
スク制御装置にはＣＫＤフォーマットを前提としたディ
スク装置（ハードディスクドライブ）しか接続できな
い。
【０００５】ところが、近年、ＳＣＳＩ等のインタフェ
ースを保持する固定ブロックアーキテクチャーＦＢＡ
（Fixed Bloc Architecture)のディスク装置の容量が技
術の進歩に伴って飛躍的に大きくなり、従来のＣＫＤデ
ィスク装置並の容量を実現しつつある。固定長レコード
のＦＢＡフォーマットは、論理デバイス上の全ての論理
ブロック（ＦＢＡブロック）の長さが等しい。このため
ＣＫＤフォーマットをＦＢＡフォーマット上に格納する
ためには、１ＣＫＤトラックを所定数のＦＢＡブロック
に分割したトラックフォーマットをもつ必要がある。１
ＣＫＤトラックを分割した各ＦＢＡブロックは、固有の
識別番号０，１，２，３，・・・を有し、その先頭には
６４バイトのＣＫＤ・ＦＢＡフォーマット変換用ＩＤ
部、即ちＣＯＦ（CKD ON FBA) 変換用ＩＤ部を設けてい
る。
ースを保持する固定ブロックアーキテクチャーＦＢＡ
（Fixed Bloc Architecture)のディスク装置の容量が技
術の進歩に伴って飛躍的に大きくなり、従来のＣＫＤデ
ィスク装置並の容量を実現しつつある。固定長レコード
のＦＢＡフォーマットは、論理デバイス上の全ての論理
ブロック（ＦＢＡブロック）の長さが等しい。このため
ＣＫＤフォーマットをＦＢＡフォーマット上に格納する
ためには、１ＣＫＤトラックを所定数のＦＢＡブロック
に分割したトラックフォーマットをもつ必要がある。１
ＣＫＤトラックを分割した各ＦＢＡブロックは、固有の
識別番号０，１，２，３，・・・を有し、その先頭には
６４バイトのＣＫＤ・ＦＢＡフォーマット変換用ＩＤ
部、即ちＣＯＦ（CKD ON FBA) 変換用ＩＤ部を設けてい
る。
【０００６】この論理ＦＢＡブロックは、ＦＢＡディス
ク装置の物理ＦＢＡブロックに分割されてディスク上に
書き込まれ、物理ＦＢＡブロックの先頭にはＦＢＡブロ
ックアドレスを記憶するＩＤ部が設けられる。このよう
なＦＢＡディスク装置は、小型で価格も安く、大型計算
機の外部記憶装置としても十分使用できる性能を持って
いる。このためＣＫＤフォーマットの上位装置にＦＢＡ
ディスク装置を適用するためのディスク制御装置が実用
化されている（特開平７−１４１１１７号）。
ク装置の物理ＦＢＡブロックに分割されてディスク上に
書き込まれ、物理ＦＢＡブロックの先頭にはＦＢＡブロ
ックアドレスを記憶するＩＤ部が設けられる。このよう
なＦＢＡディスク装置は、小型で価格も安く、大型計算
機の外部記憶装置としても十分使用できる性能を持って
いる。このためＣＫＤフォーマットの上位装置にＦＢＡ
ディスク装置を適用するためのディスク制御装置が実用
化されている（特開平７−１４１１１７号）。
【０００７】このディスク制御装置は、上位装置におけ
るＣＫＤフォーマットのデータとディスク装置における
ＦＢＡフォーマットとの間の相互変換を行う機能をディ
スク制御装置内に設け、上位装置のＣＫＤフォーマット
に従ったＦＢＡディスク装置のアクセスを実現してい
る。
るＣＫＤフォーマットのデータとディスク装置における
ＦＢＡフォーマットとの間の相互変換を行う機能をディ
スク制御装置内に設け、上位装置のＣＫＤフォーマット
に従ったＦＢＡディスク装置のアクセスを実現してい
る。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】近年、メインフレーム
を構築するグローバルサーバの分野においても、ＵＮＩ
ＸサーバやＰＣサーバ等のオープンサーバを用いたオー
プン化が急速に進んでおり、メインフレームの外部記憶
装置として、ＣＫＤフォーマットとＦＢＡフォーマット
の変換機能を備えたディスク制御装置によってＦＢＡデ
ィスク装置を接続した磁気ディスクサブシステムを構築
した場合、メインフレームのグローバルサーバみなら
ず、ＵＮＩＸやＰＣ等のオープンサーバからも磁気ディ
スクサブシステムの資源を利用できる共用化が強く望ま
れる。
を構築するグローバルサーバの分野においても、ＵＮＩ
ＸサーバやＰＣサーバ等のオープンサーバを用いたオー
プン化が急速に進んでおり、メインフレームの外部記憶
装置として、ＣＫＤフォーマットとＦＢＡフォーマット
の変換機能を備えたディスク制御装置によってＦＢＡデ
ィスク装置を接続した磁気ディスクサブシステムを構築
した場合、メインフレームのグローバルサーバみなら
ず、ＵＮＩＸやＰＣ等のオープンサーバからも磁気ディ
スクサブシステムの資源を利用できる共用化が強く望ま
れる。
【０００９】また磁気ディスクサブシステムに対しメイ
ンフレーム（グローバルサーバ）とオープンサーバが資
源を共用する場合、メインフレームのもつ大容量データ
の高速処理性能と高信頼性という利点と、オープンサー
バのもつ日常的なトランザクションの処理性能が高いと
いう利点を生かした資源の共用化が望まれる。従って、
本発明の目的は、メインフレーム（グローバルサーバ）
等の可変長フォーマット上位装置とオープンサーバ等の
ＦＢＡフォーマット上位装置の両方によりＦＢＡディス
ク装置を共用できるディスク制御装置及びその制御方法
を提供する。
ンフレーム（グローバルサーバ）とオープンサーバが資
源を共用する場合、メインフレームのもつ大容量データ
の高速処理性能と高信頼性という利点と、オープンサー
バのもつ日常的なトランザクションの処理性能が高いと
いう利点を生かした資源の共用化が望まれる。従って、
本発明の目的は、メインフレーム（グローバルサーバ）
等の可変長フォーマット上位装置とオープンサーバ等の
ＦＢＡフォーマット上位装置の両方によりＦＢＡディス
ク装置を共用できるディスク制御装置及びその制御方法
を提供する。
【００１０】また本発明の他の目的は、可変長フォーマ
ット上位装置のもつ大容量処理性能と高信頼性、ＦＢＡ
フォーマットの上位装置のもつトランザクション処理性
能の高さという各々の利点を生かしたアクセスを可能と
するディスク制御装置及びその制御方法を提供する。
ット上位装置のもつ大容量処理性能と高信頼性、ＦＢＡ
フォーマットの上位装置のもつトランザクション処理性
能の高さという各々の利点を生かしたアクセスを可能と
するディスク制御装置及びその制御方法を提供する。
【００１１】
【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。まず本発明のディスク制御装置１０は、図１
（Ａ）のように、可変長フォーマットの第１上位装置
（メインフレームのグローバルサーバ）１２とＦＢＡフ
ォーマットの第２上位装置（ＵＮＩＸやＰＣ等のオープ
ンサーバ）１４と、ＦＢＡフォーマット対応のＦＢＡデ
ィスク装置４０との間に接続される。
図である。まず本発明のディスク制御装置１０は、図１
（Ａ）のように、可変長フォーマットの第１上位装置
（メインフレームのグローバルサーバ）１２とＦＢＡフ
ォーマットの第２上位装置（ＵＮＩＸやＰＣ等のオープ
ンサーバ）１４と、ＦＢＡフォーマット対応のＦＢＡデ
ィスク装置４０との間に接続される。
【００１２】このディスク制御装置１０には、第１チャ
ネルアダプタ１８、第２チャネルアダプタ２０、デバイ
スアダプタ２２、キャッシュメモリ２６、キャッシュ機
能エンジン２８及びリソースマネジャー３０が設けられ
る。第１チャネルアダプタ１８は、第１上位装置１２と
ディスク装置４０の間に設けられ、第１上位装置１２か
らの可変長フォーマットに従ったアクセスコマンドを受
信して処理結果を応答する。第２チャネルアダプタ２０
は、第２上位装置１４とディスク装置４０の間に設けら
れ、第２上位装置１４からのＦＢＡフォーマットに従っ
たアクセスコマンドを受信して処理結果を応答する。
ネルアダプタ１８、第２チャネルアダプタ２０、デバイ
スアダプタ２２、キャッシュメモリ２６、キャッシュ機
能エンジン２８及びリソースマネジャー３０が設けられ
る。第１チャネルアダプタ１８は、第１上位装置１２と
ディスク装置４０の間に設けられ、第１上位装置１２か
らの可変長フォーマットに従ったアクセスコマンドを受
信して処理結果を応答する。第２チャネルアダプタ２０
は、第２上位装置１４とディスク装置４０の間に設けら
れ、第２上位装置１４からのＦＢＡフォーマットに従っ
たアクセスコマンドを受信して処理結果を応答する。
【００１３】デバイスアダプタ２２は、ディスク装置４
０に対しＦＢＡブロック単位で第１上位装置１２又は第
２上位装置１４から指示されたアクセスコマンドを実行
する。キャッシュメモリ２６は、１ＣＫＤトラックを複
数のＦＢＡブロックに分割し、各ＦＢＡブロックの所定
位置に、ＦＢＡブロックに含まれるレコードの番号とレ
コード位置との対応関係を示すＩＤ部を配置したフォー
マットのトラックデータをキャッシャブロックとして展
開する。
０に対しＦＢＡブロック単位で第１上位装置１２又は第
２上位装置１４から指示されたアクセスコマンドを実行
する。キャッシュメモリ２６は、１ＣＫＤトラックを複
数のＦＢＡブロックに分割し、各ＦＢＡブロックの所定
位置に、ＦＢＡブロックに含まれるレコードの番号とレ
コード位置との対応関係を示すＩＤ部を配置したフォー
マットのトラックデータをキャッシャブロックとして展
開する。
【００１４】キャッシュ機能エンジン２８は、キャッシ
ュメモリ２６を制御する。更にリソースマネジャー３０
は、全体的な資源管理および処理動作を制御する。この
ようなディスク制御装置について本発明は、第２チャネ
ルアダプタ２０に、第２上位装置１４からＦＢＡフォー
マットの位置アドレス（論理ブロックアドレス）ＬＢＡ
が指令された時に、受信した位置アドレスＬＢＡを可変
長フォーマットの位置アドレスＣＣＨＨに変換するアド
レス変換部６０を設ける。
ュメモリ２６を制御する。更にリソースマネジャー３０
は、全体的な資源管理および処理動作を制御する。この
ようなディスク制御装置について本発明は、第２チャネ
ルアダプタ２０に、第２上位装置１４からＦＢＡフォー
マットの位置アドレス（論理ブロックアドレス）ＬＢＡ
が指令された時に、受信した位置アドレスＬＢＡを可変
長フォーマットの位置アドレスＣＣＨＨに変換するアド
レス変換部６０を設ける。
【００１５】またリソースマネジャー３０に、第１上位
装置１２のアクセスに対応した第１制御部７０と、第２
上位装置１４のアクセスに対応した第２制御部７２を設
ける。リソースマネジャー３０の第１制御部７０は、第
１上位装置１２から可変長フォーマットの位置アドレス
ＣＣＨＨが指令された時、この位置アドレスＣＣＨＨに
対応するディスク装置４０のＦＢＡブロック番号を求
め、このＦＢＡブロック番号が指示するＦＢＡブロック
を含むＣＫＤトラックをディスク装置４０から読み取っ
てキャッシュメモリ２６に展開し、キャシュメモリ２６
上で第１上位装置１２より指示されたレコードをＩＤ部
の対応関係を参照して検索する。
装置１２のアクセスに対応した第１制御部７０と、第２
上位装置１４のアクセスに対応した第２制御部７２を設
ける。リソースマネジャー３０の第１制御部７０は、第
１上位装置１２から可変長フォーマットの位置アドレス
ＣＣＨＨが指令された時、この位置アドレスＣＣＨＨに
対応するディスク装置４０のＦＢＡブロック番号を求
め、このＦＢＡブロック番号が指示するＦＢＡブロック
を含むＣＫＤトラックをディスク装置４０から読み取っ
てキャッシュメモリ２６に展開し、キャシュメモリ２６
上で第１上位装置１２より指示されたレコードをＩＤ部
の対応関係を参照して検索する。
【００１６】またリソースマネジャー３０の第２制御部
７２は、第２上位装置１４からＦＢＡフォーマットの位
置アドレスＬＢＡが指令されてアドレス変換部６０で可
変長フォーマットの位置アドレスＣＣＨＨが得られた
時、この位置アドレスＣＣＨＨに対応するディスク装置
４０のＦＢＡブロック番号を求め、このＦＢＡブロック
番号が指示するＦＢＡブロックを含むＣＫＤトラックを
ディスク装置から読み取ってキャッシュメモリ２６に展
開し、キャシュメモリ２６上で第２上位装置１４より指
示されたレコードをＩＤ部の対応関係を参照して検索す
る。
７２は、第２上位装置１４からＦＢＡフォーマットの位
置アドレスＬＢＡが指令されてアドレス変換部６０で可
変長フォーマットの位置アドレスＣＣＨＨが得られた
時、この位置アドレスＣＣＨＨに対応するディスク装置
４０のＦＢＡブロック番号を求め、このＦＢＡブロック
番号が指示するＦＢＡブロックを含むＣＫＤトラックを
ディスク装置から読み取ってキャッシュメモリ２６に展
開し、キャシュメモリ２６上で第２上位装置１４より指
示されたレコードをＩＤ部の対応関係を参照して検索す
る。
【００１７】このように可変長フォーマットの第１上位
装置１２とＦＢＡフォーマットの第２上位装置１４を専
用の第１及び第２チャネルアダプタ１８，２０により個
別に接続可能とし、ディスク制御装置は、第１上位装置
１４の可変長フォーマットとディスク装置４０のＦＢＡ
フォーマットの変換機能を基本とし、第２チャネルアダ
プタ２０に第２上位装置１４のＦＢＡフォーマットとデ
ィスク制御装置内の可変長フォーマットとの変換機能を
持たせることで、可変長フォーマットの第１上位装置１
２とＦＢＡフォーマットの第２上位装置１４にディスク
装置４０の資源を共用させることができる。
装置１２とＦＢＡフォーマットの第２上位装置１４を専
用の第１及び第２チャネルアダプタ１８，２０により個
別に接続可能とし、ディスク制御装置は、第１上位装置
１４の可変長フォーマットとディスク装置４０のＦＢＡ
フォーマットの変換機能を基本とし、第２チャネルアダ
プタ２０に第２上位装置１４のＦＢＡフォーマットとデ
ィスク制御装置内の可変長フォーマットとの変換機能を
持たせることで、可変長フォーマットの第１上位装置１
２とＦＢＡフォーマットの第２上位装置１４にディスク
装置４０の資源を共用させることができる。
【００１８】第２チャネルアダプタ２０のアドレス変換
部６０は、論理ブロックの論理アドレスに対応した物理
ブロックの物理アドレスを、物理アドレス＝論理アドレ
ス×（論理ブロックサイズ／物理ブロックサイズ）より
算出する。
部６０は、論理ブロックの論理アドレスに対応した物理
ブロックの物理アドレスを、物理アドレス＝論理アドレ
ス×（論理ブロックサイズ／物理ブロックサイズ）より
算出する。
【００１９】次に可変長フォーマットのシリンダ番号
を、 シリンダ番号＝｛物理アドレス＋１トラック内ブロック
数×（１シリンダのトラック数＋１）｝／（１トラック
内ブロック数×１シリンダのトラック数） の商として算出する。
を、 シリンダ番号＝｛物理アドレス＋１トラック内ブロック
数×（１シリンダのトラック数＋１）｝／（１トラック
内ブロック数×１シリンダのトラック数） の商として算出する。
【００２０】次に可変長フォーマットのトラック番号
を、シリンダ番号を算出した際に得られた余りを１トラ
ック内のブロック数で割った商として求め、更に、可変
長フォーマットのセクタ番号をシリンダ番号を算出した
際に得られた余りと各レコードの物理ブロック数から求
める。本発明の望ましい形態にあっては、ＦＢＡフォー
マットの第２上位装置（オープンサーバ）１４は、トラ
ンザクション等の一般的な業務を運用するためにディス
ク装置４０に対するアクセスコマンドを処理し、可変長
フォーマットの第１上位装置２は、第２上位装置１４の
アクセスで生成されたディスク装置４０のデータをバッ
クアップするためにディスク装置４０に対するアクセス
コマンドを処理する。
を、シリンダ番号を算出した際に得られた余りを１トラ
ック内のブロック数で割った商として求め、更に、可変
長フォーマットのセクタ番号をシリンダ番号を算出した
際に得られた余りと各レコードの物理ブロック数から求
める。本発明の望ましい形態にあっては、ＦＢＡフォー
マットの第２上位装置（オープンサーバ）１４は、トラ
ンザクション等の一般的な業務を運用するためにディス
ク装置４０に対するアクセスコマンドを処理し、可変長
フォーマットの第１上位装置２は、第２上位装置１４の
アクセスで生成されたディスク装置４０のデータをバッ
クアップするためにディスク装置４０に対するアクセス
コマンドを処理する。
【００２１】このためディスク制御装置のリソースマネ
ジャー３０は初期化処理部６６を備え、初期化処理部６
６は、第１上位装置１２から初期化コマンドが指令され
た際に、ディスク装置の各トラックを、１ＣＫＤトラッ
クを複数のＦＢＡブロックに分割して各ＦＢＡブロック
の所定位置にＦＢＡブロックに含まれるレコードの番号
とレコード位置との対応関係を示すＩＤ部を配置したフ
ォーマットデータセット（順編成データセット）の書込
みにより初期化する。
ジャー３０は初期化処理部６６を備え、初期化処理部６
６は、第１上位装置１２から初期化コマンドが指令され
た際に、ディスク装置の各トラックを、１ＣＫＤトラッ
クを複数のＦＢＡブロックに分割して各ＦＢＡブロック
の所定位置にＦＢＡブロックに含まれるレコードの番号
とレコード位置との対応関係を示すＩＤ部を配置したフ
ォーマットデータセット（順編成データセット）の書込
みにより初期化する。
【００２２】初期化処理部６６による初期化されるディ
スク装置４０のトラックフォーマットは、図１（Ｂ）の
ように、１ＣＫＤトラックを所定長の論理ＦＢＡブロッ
ク１０４で複数に分割して各論理ＦＢＡブロックの先頭
位置にＩＤ部１０６を配置し、ＣＫＤトラックのレコー
ド部は、各論理ＦＡＤブロックに後詰めで配置する。こ
の各論理ＦＢＡブロックに対するＣＫＤレコード部の後
詰めにより、ＦＢＡブロック単位でディスク装置をアク
セスした場合のマージ処理を不要とし、アクセス時間を
短縮できる。
スク装置４０のトラックフォーマットは、図１（Ｂ）の
ように、１ＣＫＤトラックを所定長の論理ＦＢＡブロッ
ク１０４で複数に分割して各論理ＦＢＡブロックの先頭
位置にＩＤ部１０６を配置し、ＣＫＤトラックのレコー
ド部は、各論理ＦＡＤブロックに後詰めで配置する。こ
の各論理ＦＢＡブロックに対するＣＫＤレコード部の後
詰めにより、ＦＢＡブロック単位でディスク装置をアク
セスした場合のマージ処理を不要とし、アクセス時間を
短縮できる。
【００２３】初期化処理部６６によるディスク装置の具
体的なトラックフォーマットは、１ＣＫＤトラックを、
ディスク装置の物理ＦＢＡブロック８６の整数倍となる
論理ＦＢＡブロック１０４で複数に分割し、各論理ＦＢ
Ａブロック１０４の先頭の物理ＦＢＡブロック８６の対
応位置にＩＤ部１０６を配置し、２番目以降の物理ＦＢ
Ａブロックの対応位置にレコード部を後詰めで配置す
る。
体的なトラックフォーマットは、１ＣＫＤトラックを、
ディスク装置の物理ＦＢＡブロック８６の整数倍となる
論理ＦＢＡブロック１０４で複数に分割し、各論理ＦＢ
Ａブロック１０４の先頭の物理ＦＢＡブロック８６の対
応位置にＩＤ部１０６を配置し、２番目以降の物理ＦＢ
Ａブロックの対応位置にレコード部を後詰めで配置す
る。
【００２４】本発明で使用する１ＣＫＤトラック１００
は、図１（Ｂ）のように、ホームアドレスＨＡ、システ
ム領域としてのＲＯレコード、及びユーザ領域としての
Ｒ１レコードとＲ２レコードを有する。このため初期化
処理部６６によるディスク装置のトラックフォーマット
は、１ＣＫＤトラックをディスク装置の物理ＦＢＡブロ
ック８６の整数倍となる論理ＦＢＡブロック１０４で複
数に分割し、先頭論理ＦＢＡブロックにホームアドレス
ＨＡとＲＯレコードを配置し、残りの論理ＦＢＡブロッ
クに後詰めでＲ１レコードとＲ２レコードを配置する。
は、図１（Ｂ）のように、ホームアドレスＨＡ、システ
ム領域としてのＲＯレコード、及びユーザ領域としての
Ｒ１レコードとＲ２レコードを有する。このため初期化
処理部６６によるディスク装置のトラックフォーマット
は、１ＣＫＤトラックをディスク装置の物理ＦＢＡブロ
ック８６の整数倍となる論理ＦＢＡブロック１０４で複
数に分割し、先頭論理ＦＢＡブロックにホームアドレス
ＨＡとＲＯレコードを配置し、残りの論理ＦＢＡブロッ
クに後詰めでＲ１レコードとＲ２レコードを配置する。
【００２５】Ｒ１レコードとＲ２レコードの配置する複
数の論理ＦＢＡブロックは、先頭に位置する物理ＦＢＡ
ブロックの先頭位置にＩＤ部を配置してブロック末尾ま
でを空きとし、２番目の物理ＦＢＡブロックから最後の
物理ＦＢＡブロックまでにＲ１レコード又はＲ２レコー
ドを順次分割して配置する。物理ＦＢＡブロック８６は
例えば５１２バイトであり、各論理ＦＢＡブロック１０
４は８倍の４０９６バイトであり、１トラックは論理Ｆ
ＢＡブロックの１３倍の５３キロバイトであり、更にＲ
ＩレコードとＲ２レコードの各々は物理ＦＢＡブロック
８６の４５倍の２３キロバイトである。
数の論理ＦＢＡブロックは、先頭に位置する物理ＦＢＡ
ブロックの先頭位置にＩＤ部を配置してブロック末尾ま
でを空きとし、２番目の物理ＦＢＡブロックから最後の
物理ＦＢＡブロックまでにＲ１レコード又はＲ２レコー
ドを順次分割して配置する。物理ＦＢＡブロック８６は
例えば５１２バイトであり、各論理ＦＢＡブロック１０
４は８倍の４０９６バイトであり、１トラックは論理Ｆ
ＢＡブロックの１３倍の５３キロバイトであり、更にＲ
ＩレコードとＲ２レコードの各々は物理ＦＢＡブロック
８６の４５倍の２３キロバイトである。
【００２６】リソースマネジャー３０は、第１上位装置
１２の可変長フォーマットの論理ボリューム番号（ＣＫ
Ｄ論理機番）と第２上位装置１４のＦＢＡフォーマット
の論理ボリューム番号（ＳＣＳＩ論理ユニット番号ＬＵ
Ｎ）との対応関係を定義したボリューム定義情報６８を
有する。初期化処理部６６は、第１上位装置１２から初
期化コマンドを受信した際に、ボリューム定義情報６８
に示された可変長フォーマットの論理ボリューム番号単
位にディスク装置をフォーマットする。初期化処理部６
６によりディスク装置４０をフォーマットする際には、
第２上位装置（オープンサーバ）１４による第２ホスト
アダプタ２０に対するアクセスを停止させる。
１２の可変長フォーマットの論理ボリューム番号（ＣＫ
Ｄ論理機番）と第２上位装置１４のＦＢＡフォーマット
の論理ボリューム番号（ＳＣＳＩ論理ユニット番号ＬＵ
Ｎ）との対応関係を定義したボリューム定義情報６８を
有する。初期化処理部６６は、第１上位装置１２から初
期化コマンドを受信した際に、ボリューム定義情報６８
に示された可変長フォーマットの論理ボリューム番号単
位にディスク装置をフォーマットする。初期化処理部６
６によりディスク装置４０をフォーマットする際には、
第２上位装置（オープンサーバ）１４による第２ホスト
アダプタ２０に対するアクセスを停止させる。
【００２７】初期化処理部６６によりディスク装置４０
のフォーマットが終了した後は、第１装置１２による第
１ホストアダプタ１８に対するアクセスを停止させ、第
２上位装置１４による第２ホストアダプタ２０に対する
アクセスのみを有効として運用させる。第２上位装置１
４による第２ホストアダプタ２０に対するアクセスのみ
を有効とした運用中に、第２上位装置１４によるアクセ
スを一次中断させ、第１上位装置１２からのコマンドに
よりリソースマネジャー３０はディスク装置４０のデー
タを読み出し転送してバックアップさせる。この場合、
リソースマネジャー３０は、ボリューム定義情報６８の
参照によりＦＢＡフォーマットの論理ボリュームに対応
する１又は複数の可変長フォーマットの論理ボリューム
をバックアップする。
のフォーマットが終了した後は、第１装置１２による第
１ホストアダプタ１８に対するアクセスを停止させ、第
２上位装置１４による第２ホストアダプタ２０に対する
アクセスのみを有効として運用させる。第２上位装置１
４による第２ホストアダプタ２０に対するアクセスのみ
を有効とした運用中に、第２上位装置１４によるアクセ
スを一次中断させ、第１上位装置１２からのコマンドに
よりリソースマネジャー３０はディスク装置４０のデー
タを読み出し転送してバックアップさせる。この場合、
リソースマネジャー３０は、ボリューム定義情報６８の
参照によりＦＢＡフォーマットの論理ボリュームに対応
する１又は複数の可変長フォーマットの論理ボリューム
をバックアップする。
【００２８】また本発明は、ディスク制御装置の制御方
法を提供する。ディスク制御装置は、図１（Ａ）のよう
に、可変長フォーマットの第１上位装置（メインフレー
ムのグローバルサーバ）とＦＢＡフォーマットの第２上
位装置（オープンサーバ）と、ＦＢＡフォーマット対応
のＦＢＡディスク装置との間に接続され、第１チャネル
アダプタ、第２チャネルアダプタ、デバイスアダプタ、
キャッシュメモリ、キャッシュ機能エンジン及びリソー
スマネジャーを備える。
法を提供する。ディスク制御装置は、図１（Ａ）のよう
に、可変長フォーマットの第１上位装置（メインフレー
ムのグローバルサーバ）とＦＢＡフォーマットの第２上
位装置（オープンサーバ）と、ＦＢＡフォーマット対応
のＦＢＡディスク装置との間に接続され、第１チャネル
アダプタ、第２チャネルアダプタ、デバイスアダプタ、
キャッシュメモリ、キャッシュ機能エンジン及びリソー
スマネジャーを備える。
【００２９】このようなディスク制御装置の制御方法と
して本発明は、第１上位装置から可変長フォーマットの
位置アドレスＣＣＨＨが指令された時、位置アドレスＣ
ＣＨＨに対応するディスクのＦＢＡブロック番号を求
め、ＦＢＡブロック番号が指示するＦＢＡブロックを含
むＣＫＤトラックをディスク装置から読み取ってキャッ
シュメモリに展開し、キャシュメモリ上で第１上位装置
より指示されたレコードをＩＤ部の対応関係を参照して
検索する第１制御過程；第２チャネルアダプタに、第２
上位装置からＦＢＡフォーマットの位置アドレスＬＢＡ
が指令された時に、受信した位置アドレスＬＢＡを可変
長フォーマットの位置アドレスＣＣＨＨに変換するアド
レス変換過程；アドレス変換過程で得た位置アドレスＣ
ＣＨＨに対応する実デバイスのＦＢＡブロック番号を求
め、ＦＢＡブロック番号が指示するＦＢＡブロックを含
むＣＫＤトラックを前記ディスク装置から読み取って前
記キャッシュメモリに展開し、キャシュメモリ上で第２
上位装置より指示されたブロックをＩＤ部の対応関係を
参照して検索する第２制御過程；を備えたことを特徴と
する。
して本発明は、第１上位装置から可変長フォーマットの
位置アドレスＣＣＨＨが指令された時、位置アドレスＣ
ＣＨＨに対応するディスクのＦＢＡブロック番号を求
め、ＦＢＡブロック番号が指示するＦＢＡブロックを含
むＣＫＤトラックをディスク装置から読み取ってキャッ
シュメモリに展開し、キャシュメモリ上で第１上位装置
より指示されたレコードをＩＤ部の対応関係を参照して
検索する第１制御過程；第２チャネルアダプタに、第２
上位装置からＦＢＡフォーマットの位置アドレスＬＢＡ
が指令された時に、受信した位置アドレスＬＢＡを可変
長フォーマットの位置アドレスＣＣＨＨに変換するアド
レス変換過程；アドレス変換過程で得た位置アドレスＣ
ＣＨＨに対応する実デバイスのＦＢＡブロック番号を求
め、ＦＢＡブロック番号が指示するＦＢＡブロックを含
むＣＫＤトラックを前記ディスク装置から読み取って前
記キャッシュメモリに展開し、キャシュメモリ上で第２
上位装置より指示されたブロックをＩＤ部の対応関係を
参照して検索する第２制御過程；を備えたことを特徴と
する。
【００３０】このような本発明によるディスク制御装置
の制御方法の詳細は、ディスク制御装置の場合と基本的
に同じである。
の制御方法の詳細は、ディスク制御装置の場合と基本的
に同じである。
【００３１】
【発明の実施の形態】＜目 次＞ １．ハードウェア構成 ２．ディスク制御装置の機能構成 ３．トラックフォーマット ４．初期化、運用・バックアップ ５．キャッシュ制御 １．ハードウェア構成 図２は本発明のディスク制御装置のハードウェア構成を
上位装置及びディスク装置と共に示したブロック図であ
る。
上位装置及びディスク装置と共に示したブロック図であ
る。
【００３２】図２において、本発明のディスク制御装置
となるディスクコントロールユニットＤＣＵ）１０は、
上位装置とディスク装置の間に設けられる。本発明にあ
っては、上位装置として、ＣＫＤフォーマットのアクセ
スを行う第１上位装置としてのグローバルサーバ（メイ
ンフレーム）１２と、ＬＢＡフォーマットのアクセスを
行う第２上位装置としての例えばＵＮＩＸサーバやＰＣ
サーバ等のオープンサーバ１４を接続している。またデ
ィスク装置としては複数のディスクモジュールを実装し
たデバイスクラスタ１６−１，１６−２を接続してい
る。
となるディスクコントロールユニットＤＣＵ）１０は、
上位装置とディスク装置の間に設けられる。本発明にあ
っては、上位装置として、ＣＫＤフォーマットのアクセ
スを行う第１上位装置としてのグローバルサーバ（メイ
ンフレーム）１２と、ＬＢＡフォーマットのアクセスを
行う第２上位装置としての例えばＵＮＩＸサーバやＰＣ
サーバ等のオープンサーバ１４を接続している。またデ
ィスク装置としては複数のディスクモジュールを実装し
たデバイスクラスタ１６−１，１６−２を接続してい
る。
【００３３】ディスクコントロールユニット１０は二重
化構成を備える。即ち、グローバルサーバ１２に対応し
て第１チャネルアダプタ１８−１，１８−２が設けら
れ、またオープンサーバ１４に対応して第２チャネルア
ダプタ２０−１，２０−２が設けられている。第１チャ
ネルアダプタ１８−１，１８−２は、チャネルパスによ
りグローバルサーバ１２の例えばチャネル装置３２−
１，３２−４に接続される。また第２チャネルアダプタ
２０−１，２０−２は、オープンサーバ１４にＳＣＳＩ
インタフェースパスで接続される。
化構成を備える。即ち、グローバルサーバ１２に対応し
て第１チャネルアダプタ１８−１，１８−２が設けら
れ、またオープンサーバ１４に対応して第２チャネルア
ダプタ２０−１，２０−２が設けられている。第１チャ
ネルアダプタ１８−１，１８−２は、チャネルパスによ
りグローバルサーバ１２の例えばチャネル装置３２−
１，３２−４に接続される。また第２チャネルアダプタ
２０−１，２０−２は、オープンサーバ１４にＳＣＳＩ
インタフェースパスで接続される。
【００３４】即ち第１チャネルアダプタ２０−１はＳＣ
ＳＩポード番号＃０を持ち、これに対しオープンサーバ
１４のＳＣＳＩポート３６−１はポート番号＃７を持
つ。同様に第２チャネルアダプタ２０−２は別のＳＣＳ
Ｉインタフェースパスのポート番号＃０に接続され、オ
ープンサーバ１４のＳＣＳＩポート３６−２はポート番
号＃７となる。
ＳＩポード番号＃０を持ち、これに対しオープンサーバ
１４のＳＣＳＩポート３６−１はポート番号＃７を持
つ。同様に第２チャネルアダプタ２０−２は別のＳＣＳ
Ｉインタフェースパスのポート番号＃０に接続され、オ
ープンサーバ１４のＳＣＳＩポート３６−２はポート番
号＃７となる。
【００３５】この実施形態にあっては、二重構成のＳＣ
ＳＩインタフェースパスに対しそれぞれ単一の第２チャ
ネルアダプタ２０−１，２０−２を接続しているが、デ
ィスクコントロールユニット１０側でＳＣＳＩポート番
号＃０〜＃５が割り当てられることから、第２チャネル
アダプタ２０−１，２０−２はそれぞれ最大６ユニット
まで増設することができる。
ＳＩインタフェースパスに対しそれぞれ単一の第２チャ
ネルアダプタ２０−１，２０−２を接続しているが、デ
ィスクコントロールユニット１０側でＳＣＳＩポート番
号＃０〜＃５が割り当てられることから、第２チャネル
アダプタ２０−１，２０−２はそれぞれ最大６ユニット
まで増設することができる。
【００３６】ディスクコントロールユニット１０には、
ディスクキャッシュを実現するため二重化構成のキャッ
シュメモリ２６−１，２６−２が設けられる。キャッシ
ュメモリ２６−１，２６−２は例えば最大構成で６ギガ
バイトが確保できる。キャッシュメモリ２６−１，２６
−２に対してはキャッシュファンクションエンジン（Ｃ
ＦＥ）２８−１，２８−２が設けられ、上位装置からの
アクセス要求に対しＬＲＵアルゴリズムに従ったキャッ
シュ制御を行う。
ディスクキャッシュを実現するため二重化構成のキャッ
シュメモリ２６−１，２６−２が設けられる。キャッシ
ュメモリ２６−１，２６−２は例えば最大構成で６ギガ
バイトが確保できる。キャッシュメモリ２６−１，２６
−２に対してはキャッシュファンクションエンジン（Ｃ
ＦＥ）２８−１，２８−２が設けられ、上位装置からの
アクセス要求に対しＬＲＵアルゴリズムに従ったキャッ
シュ制御を行う。
【００３７】またディスクコントロールユニット１０に
はデバイスアダプタ２２−１〜２２−４が設けられる。
デバイスアダプタ２２−１，２２−３はデバイスクラス
タ１６−１に対するアクセスを実行し、一方、デバイス
アダプタ２２−２，２２−４はデバイスクラスタ１６−
２に対するアクセスを実行する。更にディスクコントロ
ールユニット１０にはリソースマネジャー３０−１，３
０−２が設けられ、ディスクコントロールユニット１０
における全体的な資源の管理と上位装置からのアクセス
要求に対する制御を行う。
はデバイスアダプタ２２−１〜２２−４が設けられる。
デバイスアダプタ２２−１，２２−３はデバイスクラス
タ１６−１に対するアクセスを実行し、一方、デバイス
アダプタ２２−２，２２−４はデバイスクラスタ１６−
２に対するアクセスを実行する。更にディスクコントロ
ールユニット１０にはリソースマネジャー３０−１，３
０−２が設けられ、ディスクコントロールユニット１０
における全体的な資源の管理と上位装置からのアクセス
要求に対する制御を行う。
【００３８】図３は図２のデバイスクラスタ１６−１の
詳細である。デバイスクラスタ１６−１は拡張デバイス
アダプタ（ＥＤＡ）３８−１，３８−２を有し、拡張デ
バイスアダプタ３８−１，３８−２からそれぞれ３つず
つデバイスパスが引き出されており、各デバイスパスに
複数のディスクモジュール４０が接続されている。デバ
イスクラスタ１６−１に設けられた複数のディスクモジ
ュール４０はＦＢＡフォーマットに対応しており、例え
ば５１２バイトの物理ＦＢＡブロックを最長単位とした
データのアクセスを行うことができる。
詳細である。デバイスクラスタ１６−１は拡張デバイス
アダプタ（ＥＤＡ）３８−１，３８−２を有し、拡張デ
バイスアダプタ３８−１，３８−２からそれぞれ３つず
つデバイスパスが引き出されており、各デバイスパスに
複数のディスクモジュール４０が接続されている。デバ
イスクラスタ１６−１に設けられた複数のディスクモジ
ュール４０はＦＢＡフォーマットに対応しており、例え
ば５１２バイトの物理ＦＢＡブロックを最長単位とした
データのアクセスを行うことができる。
【００３９】再び図２を参照するに、ディスクコントロ
ールユニット１０に設けられた各モジュールの動作を簡
単に説明すると次のようになる。まず第１チャネルアダ
プタ１８−１，１８−２は、第１上位装置となるグロー
バルサーバ１２とデバイスクラスタ１６−１，１６−２
の間に設けられ、グローバルサーバからのＣＫＢフォー
マットに従ったアクセスコマンドを受信し、デバイスク
ラスタ１６−１，１６−２に対するアクセス処理結果を
応答する。
ールユニット１０に設けられた各モジュールの動作を簡
単に説明すると次のようになる。まず第１チャネルアダ
プタ１８−１，１８−２は、第１上位装置となるグロー
バルサーバ１２とデバイスクラスタ１６−１，１６−２
の間に設けられ、グローバルサーバからのＣＫＢフォー
マットに従ったアクセスコマンドを受信し、デバイスク
ラスタ１６−１，１６−２に対するアクセス処理結果を
応答する。
【００４０】第２チャネルアダプタ２０−１，２０−２
は、第２上位装置としてのオープンサーバ１４とデバイ
スクラスタ１６−１，１６−２の間に設けられ、オープ
ンサーバ１４からのＳＣＳＩインタフェースによるＦＢ
Ａフォーマットに従ったアクセスコマンドを受信し、デ
バイスクラスタ１６−１，１６−２のアクセスによる処
理結果を応答する。
は、第２上位装置としてのオープンサーバ１４とデバイ
スクラスタ１６−１，１６−２の間に設けられ、オープ
ンサーバ１４からのＳＣＳＩインタフェースによるＦＢ
Ａフォーマットに従ったアクセスコマンドを受信し、デ
バイスクラスタ１６−１，１６−２のアクセスによる処
理結果を応答する。
【００４１】デバイスアダプタ２２−１〜２２−４は、
第１チャネルアダプタ１８−１，１８−２または第２チ
ャネルアダプタ２０−１，２０−２で受信した上位装置
からのアクセスコマンドをリソースマネジャー３０−１
の管理の下に受信し、デバイスクラスタ１６−１，１６
−２に対しＦＢＡブロック単位で指示されたアクセスコ
マンドを実行する。
第１チャネルアダプタ１８−１，１８−２または第２チ
ャネルアダプタ２０−１，２０−２で受信した上位装置
からのアクセスコマンドをリソースマネジャー３０−１
の管理の下に受信し、デバイスクラスタ１６−１，１６
−２に対しＦＢＡブロック単位で指示されたアクセスコ
マンドを実行する。
【００４２】キャッシュメモリ２６−１，２６−２は、
グローバルサーバ１２またはオープンサーバ１４からの
アクセスコマンドに伴うデバイスクラスタ１６−１，１
６−２に対するライトアクセスまたはリードアクセスに
ついて、キャッシュメモリ２６−１，２６−２上に該当
するトラックデータが存在するキャッシュヒットの場合
には、キャッシュ上で該当トラックのアクセスデータに
対する処理を行って上位装置に応答する。
グローバルサーバ１２またはオープンサーバ１４からの
アクセスコマンドに伴うデバイスクラスタ１６−１，１
６−２に対するライトアクセスまたはリードアクセスに
ついて、キャッシュメモリ２６−１，２６−２上に該当
するトラックデータが存在するキャッシュヒットの場合
には、キャッシュ上で該当トラックのアクセスデータに
対する処理を行って上位装置に応答する。
【００４３】このようなキャッシュメモリ２６−１，２
６−２を経由したデバイスクラスタ１６−１，１６−２
のアクセスを実行するため、上位装置からのアクセスが
あると、アクセス対象となったデータを含むトラックの
一部あるいは全部がデバイスクラスタ１６−１，１６−
２側からキャッシュメモリ２６−１，２６−２にステー
ジングされる。このステージングには ステージング後にホストへ転送 ステージング中にホストへ転送 ホストへ転送後にステージング があるが、本発明にあってはホストへの転送とステージ
ングを並行して行うことでオーバヘッドを最小にしてい
る。
６−２を経由したデバイスクラスタ１６−１，１６−２
のアクセスを実行するため、上位装置からのアクセスが
あると、アクセス対象となったデータを含むトラックの
一部あるいは全部がデバイスクラスタ１６−１，１６−
２側からキャッシュメモリ２６−１，２６−２にステー
ジングされる。このステージングには ステージング後にホストへ転送 ステージング中にホストへ転送 ホストへ転送後にステージング があるが、本発明にあってはホストへの転送とステージ
ングを並行して行うことでオーバヘッドを最小にしてい
る。
【００４４】本発明のディスクコントロールユニット１
０は、ＣＫＤフォーマットのグローバルサーバ１２とＬ
ＢＡフォーマットのオープンサーバ１４の両方のアクセ
スコマンドに対応するため、グローバルサーバ１２から
のＣＫＤフォーマットに従ったアクセスコマンドに対
し、ＦＢＡフォーマットに対応したデバイスクラスタ１
６−１，１６−２のアクセスを可能とするため、上位装
置からのＣＫＤフォーマットのアクセスコマンドをデバ
イスクラスタ１６−１，１６−２側のＦＢＡフォーマッ
トのアクセスコマンドに変換する機能を備える。
０は、ＣＫＤフォーマットのグローバルサーバ１２とＬ
ＢＡフォーマットのオープンサーバ１４の両方のアクセ
スコマンドに対応するため、グローバルサーバ１２から
のＣＫＤフォーマットに従ったアクセスコマンドに対
し、ＦＢＡフォーマットに対応したデバイスクラスタ１
６−１，１６−２のアクセスを可能とするため、上位装
置からのＣＫＤフォーマットのアクセスコマンドをデバ
イスクラスタ１６−１，１６−２側のＦＢＡフォーマッ
トのアクセスコマンドに変換する機能を備える。
【００４５】即ち、グローバルサーバ１２からのＣＫＤ
フォーマットによるアクセスコマンドはチャネルアダプ
タ１８−１，１８−２で受信され、このアクセスコマン
ドの位置アドレスであるシリンダ番号ＣＣ、ヘッド番号
ＨＨ、レコード番号Ｒ、セクタ番号ＳＳを受信する。こ
のＣＫＤフォーマットの位置アドレスＣＣＨＨＲＳＳ
は、例えばデバイスアダプタ２２−１〜２２−４側に準
備されたＦＢＡフォーマットへの変換機能によりＦＢＡ
フォーマットの位置アドレスである先頭ＦＢＡブロック
番号に変換される。
フォーマットによるアクセスコマンドはチャネルアダプ
タ１８−１，１８−２で受信され、このアクセスコマン
ドの位置アドレスであるシリンダ番号ＣＣ、ヘッド番号
ＨＨ、レコード番号Ｒ、セクタ番号ＳＳを受信する。こ
のＣＫＤフォーマットの位置アドレスＣＣＨＨＲＳＳ
は、例えばデバイスアダプタ２２−１〜２２−４側に準
備されたＦＢＡフォーマットへの変換機能によりＦＢＡ
フォーマットの位置アドレスである先頭ＦＢＡブロック
番号に変換される。
【００４６】アドレス変換で得られた先頭ＦＢＡブロッ
ク番号は、デバイスクラスタ１６−１，１６−２に送ら
れ、ＣＫＤフォーマットで指定された位置アドレスＣＣ
ＨＨに対応したデバイスクラスタ１６−１，１６−２内
のディスクモジュール４０のトラックにヘッドを位置付
けるシーク制御を行う。デバイスクラスタ１６−１，１
６−２側のディスクモジュール４０における先頭ＬＢＡ
ブロック番号を含むトラックへの位置付けによるシーク
完了が得られると、そのトラックの一部または全体が読
み出され、キャッシュメモリ２６−１，２６−２上に位
置ＣＫＤトラックデータとしてステージングにより展開
される。
ク番号は、デバイスクラスタ１６−１，１６−２に送ら
れ、ＣＫＤフォーマットで指定された位置アドレスＣＣ
ＨＨに対応したデバイスクラスタ１６−１，１６−２内
のディスクモジュール４０のトラックにヘッドを位置付
けるシーク制御を行う。デバイスクラスタ１６−１，１
６−２側のディスクモジュール４０における先頭ＬＢＡ
ブロック番号を含むトラックへの位置付けによるシーク
完了が得られると、そのトラックの一部または全体が読
み出され、キャッシュメモリ２６−１，２６−２上に位
置ＣＫＤトラックデータとしてステージングにより展開
される。
【００４７】そして、キャッシュメモリ２６−１，２６
−２上に展開されたトラックデータについて、ＣＫＤフ
ォーマットのレコード番号Ｒとセクタ番号ＳＳから該当
するレコード位置のＦＢＡブロック番号を求めることで
目的とするデータを獲得する。この場合、リードアクセ
スであれば獲得したデータを第１チャネルアダプタ１８
−１または１８−２によりグローバルサーバ１２に転送
する。またライトアクセスであれば、キャッシュメモリ
上の該当トラックの獲得ＦＢＡブロックを受信したライ
トデータで更新する。
−２上に展開されたトラックデータについて、ＣＫＤフ
ォーマットのレコード番号Ｒとセクタ番号ＳＳから該当
するレコード位置のＦＢＡブロック番号を求めることで
目的とするデータを獲得する。この場合、リードアクセ
スであれば獲得したデータを第１チャネルアダプタ１８
−１または１８−２によりグローバルサーバ１２に転送
する。またライトアクセスであれば、キャッシュメモリ
上の該当トラックの獲得ＦＢＡブロックを受信したライ
トデータで更新する。
【００４８】このようなグローバルサーバ１２のＣＫＤ
フォーマットをベースとしたディスクコントロールユニ
ット１０において、ＬＢＡフォーマットのアクセスを行
うオープンサーバ１４を接続する第２チャネルアダプタ
２０−１，２０−２は、オープンサーバ１４からのアク
セスコマンドにより得られる位置アドレスが論理ブロッ
ク番号ＬＢＡであることから、第２チャネルアダプタ２
０−１，２０−２内に設けたアドレス変換機能により、
受信した位置アドレスＬＢＡをＣＫＤフォーマットの位
置アドレスＣＣＨＨに変換する。
フォーマットをベースとしたディスクコントロールユニ
ット１０において、ＬＢＡフォーマットのアクセスを行
うオープンサーバ１４を接続する第２チャネルアダプタ
２０−１，２０−２は、オープンサーバ１４からのアク
セスコマンドにより得られる位置アドレスが論理ブロッ
ク番号ＬＢＡであることから、第２チャネルアダプタ２
０−１，２０−２内に設けたアドレス変換機能により、
受信した位置アドレスＬＢＡをＣＫＤフォーマットの位
置アドレスＣＣＨＨに変換する。
【００４９】第２チャネルアダプタ３０−１，３０−２
で変換された位置アドレスＣＣＨＨはリソースマネジャ
ー３０−１，３０−２に引き渡され、リソースマネジャ
ー３０−１，３０−２の管理の下に、デバイスアダプタ
２２−１〜２２−３のいずれかに変換した位置アドレス
ＣＣＨＨを引き渡し、デバイスアダプタ２２−１〜２２
−４側で、受信した位置アドレスＣＣＨＨをＦＢＡフォ
ーマットの先頭ＦＢＡブロック番号に変換し、デバイス
クラスタ１６−１，１６−２側に設けているディスクモ
ジュール４０のヘッド位置付けのためのシーク制御を行
う。
で変換された位置アドレスＣＣＨＨはリソースマネジャ
ー３０−１，３０−２に引き渡され、リソースマネジャ
ー３０−１，３０−２の管理の下に、デバイスアダプタ
２２−１〜２２−３のいずれかに変換した位置アドレス
ＣＣＨＨを引き渡し、デバイスアダプタ２２−１〜２２
−４側で、受信した位置アドレスＣＣＨＨをＦＢＡフォ
ーマットの先頭ＦＢＡブロック番号に変換し、デバイス
クラスタ１６−１，１６−２側に設けているディスクモ
ジュール４０のヘッド位置付けのためのシーク制御を行
う。
【００５０】シーク完了となった場合には、目的トラッ
クのトラックデータ全体をキャッシュメモリ２６−１，
２６−２にステージングする。ステージングされたトラ
ックデータについては、第１チャネルアダプタ２０−
１，２０−２のアドレス変換の計算パラメータからレコ
ード番号及びレコード内のセクタ番号に対応するＦＢＡ
ブロック番号が分かっていることから、このブロック番
号に該当するレコード位置のデータを、リードコマンド
であれば上位装置にデータ転送し、ライトコマンドであ
れば受信したライトデータで更新する。
クのトラックデータ全体をキャッシュメモリ２６−１，
２６−２にステージングする。ステージングされたトラ
ックデータについては、第１チャネルアダプタ２０−
１，２０−２のアドレス変換の計算パラメータからレコ
ード番号及びレコード内のセクタ番号に対応するＦＢＡ
ブロック番号が分かっていることから、このブロック番
号に該当するレコード位置のデータを、リードコマンド
であれば上位装置にデータ転送し、ライトコマンドであ
れば受信したライトデータで更新する。
【００５１】図４は、図２のＬＢＡフォーマットのオー
プンサーバ１４を接続する第１チャネルアダプタ２０−
１のハードウェア構成である。第１チャネルアダプタ２
０−１は、ＭＰＵ４２、ＳＲＡＭを用いたシステムスト
レージ４４、ＰＲＯＡを用いたシステムストレージ４
５、オープンサーバ１４とのＳＣＳＩインタフェースパ
スを接続するＳＣＳＩドライバ／レシーバ４８、ＳＣＳ
Ｉプロトコルチップ５０、データ転送ロジック５２、デ
ータバッファ５４、及びデバイスアダプタ及びキャッシ
ュメモリに対するインタフェース制御を行うバスインタ
フェースロジック５６を備え、これらのモジュールはＭ
ＰＵ４２に対しバス４６を介して接続されている。 ２．ディスク制御装置の機能構成 図５は、図２のハードウェア構成を持つ本発明のディス
クコントロールユニット１０の機能構成のブロック図で
ある。
プンサーバ１４を接続する第１チャネルアダプタ２０−
１のハードウェア構成である。第１チャネルアダプタ２
０−１は、ＭＰＵ４２、ＳＲＡＭを用いたシステムスト
レージ４４、ＰＲＯＡを用いたシステムストレージ４
５、オープンサーバ１４とのＳＣＳＩインタフェースパ
スを接続するＳＣＳＩドライバ／レシーバ４８、ＳＣＳ
Ｉプロトコルチップ５０、データ転送ロジック５２、デ
ータバッファ５４、及びデバイスアダプタ及びキャッシ
ュメモリに対するインタフェース制御を行うバスインタ
フェースロジック５６を備え、これらのモジュールはＭ
ＰＵ４２に対しバス４６を介して接続されている。 ２．ディスク制御装置の機能構成 図５は、図２のハードウェア構成を持つ本発明のディス
クコントロールユニット１０の機能構成のブロック図で
ある。
【００５２】図５において、ディスクコントロールユニ
ット１０は、図２の二重化構成に対し、説明を簡単にす
るため、単一構成の第１チャネルアダプタ１８、第２チ
ャネルアダプタ２０、デバイスアダプタ２２、キャッシ
ュメモリ２６及びリソースマネジャー３０で表してお
り、キャッシュメモリ２６を制御するキャッシュファン
クションエンジンは省略し、またデバイスアダプタ２２
に対するデバイスクラスタ１６−１，１６−２側につい
ては単一のディスクモジュール４０で代表している。
ット１０は、図２の二重化構成に対し、説明を簡単にす
るため、単一構成の第１チャネルアダプタ１８、第２チ
ャネルアダプタ２０、デバイスアダプタ２２、キャッシ
ュメモリ２６及びリソースマネジャー３０で表してお
り、キャッシュメモリ２６を制御するキャッシュファン
クションエンジンは省略し、またデバイスアダプタ２２
に対するデバイスクラスタ１６−１，１６−２側につい
ては単一のディスクモジュール４０で代表している。
【００５３】第１チャネルアダプタ１８は、ＣＫＤフォ
ーマットでディスクモジュール４０をアクセスするグロ
ーバルサーバ１２に接続されており、グローバルサーバ
１２のＣＫＤフォーマットに従ったアクセスコマンドに
よりキューイングレジスタ６４にＣＫＤアドレス「ＣＣ
ＨＨ」が受信されると、この受信アドレス「ＣＣＨＨ」
によりキャッシュメモリ２６のヒット判定を行う。
ーマットでディスクモジュール４０をアクセスするグロ
ーバルサーバ１２に接続されており、グローバルサーバ
１２のＣＫＤフォーマットに従ったアクセスコマンドに
よりキューイングレジスタ６４にＣＫＤアドレス「ＣＣ
ＨＨ」が受信されると、この受信アドレス「ＣＣＨＨ」
によりキャッシュメモリ２６のヒット判定を行う。
【００５４】キャッシュメモリ２６がミスヒットであれ
ば、デバイスアダプタ２２のレジスタ８０にＣＫＤアド
レス「ＣＣＨＨ」を転送し、アドレス変換部８２でアド
レス変換を行って先頭ＦＢＡブロック番号Ｘを求める。
この先頭ＦＢＡブロック番号Ｘの算出は次式で行うこと
ができる。 Ｘ＝｛Ｍ−１）×Ｆ＋Ｎ｝×Ｅ （１） 但し、Ｅ：１トラック内のブロック数（８０ブロック） Ｆ：１シリンダ当りのトラック数（１５トラック） Ｍ：シリンダ番号ＣＣ Ｎ：ヘッド番号ＨＨ アドレス変換部８２で求めた先頭ＦＢＡブロック番号Ｘ
は、レジスタ８４に保持された後、シークコマンドのパ
ラメータとしてディスクモジュール４０に通知され、先
頭ＦＢＡブロック番号Ｘを含む目標トラック８５にヘッ
ドを位置付けるシーク制御を行う。ディスクモジュール
４０で目標トラック８５に対するシーク制御が完了する
と、例えば目標トラック８５全体を読み出してキャッシ
ュメモリ２６上にキャッシュブロック７４として展開す
る。
ば、デバイスアダプタ２２のレジスタ８０にＣＫＤアド
レス「ＣＣＨＨ」を転送し、アドレス変換部８２でアド
レス変換を行って先頭ＦＢＡブロック番号Ｘを求める。
この先頭ＦＢＡブロック番号Ｘの算出は次式で行うこと
ができる。 Ｘ＝｛Ｍ−１）×Ｆ＋Ｎ｝×Ｅ （１） 但し、Ｅ：１トラック内のブロック数（８０ブロック） Ｆ：１シリンダ当りのトラック数（１５トラック） Ｍ：シリンダ番号ＣＣ Ｎ：ヘッド番号ＨＨ アドレス変換部８２で求めた先頭ＦＢＡブロック番号Ｘ
は、レジスタ８４に保持された後、シークコマンドのパ
ラメータとしてディスクモジュール４０に通知され、先
頭ＦＢＡブロック番号Ｘを含む目標トラック８５にヘッ
ドを位置付けるシーク制御を行う。ディスクモジュール
４０で目標トラック８５に対するシーク制御が完了する
と、例えば目標トラック８５全体を読み出してキャッシ
ュメモリ２６上にキャッシュブロック７４として展開す
る。
【００５５】キャッシュメモリ２６に展開されたキャッ
シュブロック７４は、リソースマネジャー３０に設けた
初期化部６６によるディスクモジュール４０のフォーマ
ットに使用したフォーマットデータセットに従ってお
り、この実施形態ではＲ１レコード部７６とＲ２レコー
ド部７８の２レコード構成を持っている。Ｒ１レコード
部７６はカウント部７６−１とデータ部７６−２で構成
される。
シュブロック７４は、リソースマネジャー３０に設けた
初期化部６６によるディスクモジュール４０のフォーマ
ットに使用したフォーマットデータセットに従ってお
り、この実施形態ではＲ１レコード部７６とＲ２レコー
ド部７８の２レコード構成を持っている。Ｒ１レコード
部７６はカウント部７６−１とデータ部７６−２で構成
される。
【００５６】データ部７６−２はディスクモジュール４
０の物理ＦＢＡブロックのブロックサイズを５１２バイ
トとすると、４５ブロックの分割領域に相当する２３キ
ロバイトブロックを備える。第２レコード部７８も同様
にカウント部７８−１とデータ部７８−２で構成され、
データ部７８−２は５１２バイトの物理ＦＢＡブロック
が４０ブロックに分割された２３キロバイトブロックを
配置している。尚、キャッシュブロック７４に展開され
るＦＢＡブロックで分割したＣＤＫトラックのフォーマ
ット詳細は後の説明で明らかにされる。
０の物理ＦＢＡブロックのブロックサイズを５１２バイ
トとすると、４５ブロックの分割領域に相当する２３キ
ロバイトブロックを備える。第２レコード部７８も同様
にカウント部７８−１とデータ部７８−２で構成され、
データ部７８−２は５１２バイトの物理ＦＢＡブロック
が４０ブロックに分割された２３キロバイトブロックを
配置している。尚、キャッシュブロック７４に展開され
るＦＢＡブロックで分割したＣＤＫトラックのフォーマ
ット詳細は後の説明で明らかにされる。
【００５７】更にキャッシュブロック７４は、ディスク
モジュール４０のＦＢＡトラック８５に対応しており、
ＦＢＡトラック８５は５１２バイトの物理ＦＢＡブロッ
ク８６−１〜８６−１０４の１０４個のブロックで構成
されている。グローバルサーバ１２からのＣＫＤアドレ
ス「ＣＣＨＨ」に基づいてディスクモジュール４０から
キャッシュメモリ２６にステージングされたキャッシュ
ブロック７４について、アクセス対象となる先頭ブロッ
ク番号Ｙは、ＣＫＤフォーマットのアクセスコマンドと
してセクタ番号Ｓが得られていることから、次式により
算出することができる。 Ｙ＝Ｓ×（Ｋ／Ｌ） （２） 但し、Ｓ：セクタ番号 Ｋ：論理ＦＢＡブロックサイズ（４０９６バイト） Ｌ：物理ＦＢＡブロックサイズ（５１２バイト） このようなグローバルサーバ１２によるＣＫＤフォーマ
ットに従ったアクセスに対応して、リソースマネジャー
３０には第１制御部７０が設けられている。第１制御部
７０はグローバルサーバ１２からＣＫＤフォーマットの
位置アドレスＣＣＨＨのアクセスコマンドが指令された
とき、この位置アドレスＣＣＨＨに対応するディスクモ
ジュール４０の先頭ＦＢＡブロック番号Ｘを例えばデバ
イスアダプタ２２のアドレス変換部８２を使用して求
め、先頭ＦＢＡブロック番号Ｘが指示するディスクモジ
ュール４０の目標トラック８５を読み取ってキャッシュ
メモリ２６にキャッシュブロック７４のようにステージ
ングする。
モジュール４０のＦＢＡトラック８５に対応しており、
ＦＢＡトラック８５は５１２バイトの物理ＦＢＡブロッ
ク８６−１〜８６−１０４の１０４個のブロックで構成
されている。グローバルサーバ１２からのＣＫＤアドレ
ス「ＣＣＨＨ」に基づいてディスクモジュール４０から
キャッシュメモリ２６にステージングされたキャッシュ
ブロック７４について、アクセス対象となる先頭ブロッ
ク番号Ｙは、ＣＫＤフォーマットのアクセスコマンドと
してセクタ番号Ｓが得られていることから、次式により
算出することができる。 Ｙ＝Ｓ×（Ｋ／Ｌ） （２） 但し、Ｓ：セクタ番号 Ｋ：論理ＦＢＡブロックサイズ（４０９６バイト） Ｌ：物理ＦＢＡブロックサイズ（５１２バイト） このようなグローバルサーバ１２によるＣＫＤフォーマ
ットに従ったアクセスに対応して、リソースマネジャー
３０には第１制御部７０が設けられている。第１制御部
７０はグローバルサーバ１２からＣＫＤフォーマットの
位置アドレスＣＣＨＨのアクセスコマンドが指令された
とき、この位置アドレスＣＣＨＨに対応するディスクモ
ジュール４０の先頭ＦＢＡブロック番号Ｘを例えばデバ
イスアダプタ２２のアドレス変換部８２を使用して求
め、先頭ＦＢＡブロック番号Ｘが指示するディスクモジ
ュール４０の目標トラック８５を読み取ってキャッシュ
メモリ２６にキャッシュブロック７４のようにステージ
ングする。
【００５８】更にキャッシュメモリ２６上でＣＫＤフォ
ーマットのアクセスコマンドで指示されたセクタ番号Ｓ
から（２）式により対応するＦＢＡブロック番号Ｙを求
め、リードコマンドであれば第１チャネルアダプタ１８
を介してグローバルサーバ１２にデータ転送し、ライト
コマンドであればグローバルサーバ１２から受信したラ
イトデータで該当するブロックを書替え更新する。
ーマットのアクセスコマンドで指示されたセクタ番号Ｓ
から（２）式により対応するＦＢＡブロック番号Ｙを求
め、リードコマンドであれば第１チャネルアダプタ１８
を介してグローバルサーバ１２にデータ転送し、ライト
コマンドであればグローバルサーバ１２から受信したラ
イトデータで該当するブロックを書替え更新する。
【００５９】尚、キャッシュメモリ２６上でキャッシュ
ブロック２４の任意のブロックを書き替えた場合には、
リソースマネジャー３０のライトバックスケジュールに
基づいて、更新されたキャッシュブロック７４のディス
クモジュール４０に対する書き戻しが行われる。一方、
第２チャネルアダプタ２０にはＦＢＡフォーマットによ
りディスクアクセスを行うオープンサーバ１４が接続さ
れており、オープンサーバ１４からのアクセスコマンド
に伴って位置アドレスとしてレジスタ５８に論理ブロッ
クアドレスＬＢＡが受信されると、アドレス変換部６０
により論理ブロックアドレスＬＢＡをグローバルサーバ
１２のアクセスコマンドで得られた位置アドレスに相当
するＣＫＤアドレス「ＣＣＨＨ」に変換する。
ブロック２４の任意のブロックを書き替えた場合には、
リソースマネジャー３０のライトバックスケジュールに
基づいて、更新されたキャッシュブロック７４のディス
クモジュール４０に対する書き戻しが行われる。一方、
第２チャネルアダプタ２０にはＦＢＡフォーマットによ
りディスクアクセスを行うオープンサーバ１４が接続さ
れており、オープンサーバ１４からのアクセスコマンド
に伴って位置アドレスとしてレジスタ５８に論理ブロッ
クアドレスＬＢＡが受信されると、アドレス変換部６０
により論理ブロックアドレスＬＢＡをグローバルサーバ
１２のアクセスコマンドで得られた位置アドレスに相当
するＣＫＤアドレス「ＣＣＨＨ」に変換する。
【００６０】このアドレス変換部６０による論理ブロッ
クアドレスＬＢＡのＣＫＤアドレスＣＣＨＨへの変換は
次のようにして行われる。まずオープンサーバ１４から
受信した論理ブロックアドレスＬＢＡをディスクモジュ
ール４０の物理ＦＢＡブロックに対応した物理ブロック
アドレスＦＢＡに変換する。この変換は次式で行う。 Ａ＝Ｂ×（Ｄ／Ｃ） （３） 但し，Ａ：物理ブロックアドレス（ＰＢＡ） Ｂ：論理ブロックアドレス（ＬＢＡ） Ｃ：物理ブロックサイズ（５１２バイト） Ｄ：論理ブロックサイズ（５１２バイト） この実施形態にあっては、物理ブロックサイズＣと論理
ブロックサイズＤは共に５１２バイトであることから、
論理ブロックアドレスＢはそのまま物理ブロックアドレ
スＡとして使用することができる。
クアドレスＬＢＡのＣＫＤアドレスＣＣＨＨへの変換は
次のようにして行われる。まずオープンサーバ１４から
受信した論理ブロックアドレスＬＢＡをディスクモジュ
ール４０の物理ＦＢＡブロックに対応した物理ブロック
アドレスＦＢＡに変換する。この変換は次式で行う。 Ａ＝Ｂ×（Ｄ／Ｃ） （３） 但し，Ａ：物理ブロックアドレス（ＰＢＡ） Ｂ：論理ブロックアドレス（ＬＢＡ） Ｃ：物理ブロックサイズ（５１２バイト） Ｄ：論理ブロックサイズ（５１２バイト） この実施形態にあっては、物理ブロックサイズＣと論理
ブロックサイズＤは共に５１２バイトであることから、
論理ブロックアドレスＢはそのまま物理ブロックアドレ
スＡとして使用することができる。
【００６１】このようにして論理ブロックアドレスから
物理ブロックアドレスが求められたならば、ＣＫＤアド
レスのシリンダ番号ＣＣの値Ｍを次式により算出する。 Ｍ＝｛Ａ＋Ｅ×（Ｆ＋１）｝／（Ｅ×Ｆ）の商Ｇ・・・余りＨ （４） 但し、Ａ：物理ブロックアドレス（ＰＢＡ） Ｅ：１トラック内のブロック数（８０ブロック） Ｆ：１シリンダ当りのトラック数（１５トラック） Ｍ：シリンダ番号ＣＣ 続いて、（４）式で算出した余りＨを使用して次式によ
りＣＫＤアドレスのヘッド番号ＨＨの値Ｎを算出する。 Ｎ＝（Ｈ／Ｅ）の商Ｉ・・・余りＪ （５） 但し、Ｅ：１トラック内のブロック数（８０ブロック） Ｎ：ヘッド番号ＨＨ このようにしてアドレス変換部６０で求められたＣＫＤ
アドレスＣＣＨＨ＝ＭＮはレジスタ６２に保持され、リ
ソースマネジャー３０の制御によって図示しないキャッ
シュファンクションエンジンに送られ、キャッシュメモ
リ２６に対するヒット判定が行われる。
物理ブロックアドレスが求められたならば、ＣＫＤアド
レスのシリンダ番号ＣＣの値Ｍを次式により算出する。 Ｍ＝｛Ａ＋Ｅ×（Ｆ＋１）｝／（Ｅ×Ｆ）の商Ｇ・・・余りＨ （４） 但し、Ａ：物理ブロックアドレス（ＰＢＡ） Ｅ：１トラック内のブロック数（８０ブロック） Ｆ：１シリンダ当りのトラック数（１５トラック） Ｍ：シリンダ番号ＣＣ 続いて、（４）式で算出した余りＨを使用して次式によ
りＣＫＤアドレスのヘッド番号ＨＨの値Ｎを算出する。 Ｎ＝（Ｈ／Ｅ）の商Ｉ・・・余りＪ （５） 但し、Ｅ：１トラック内のブロック数（８０ブロック） Ｎ：ヘッド番号ＨＨ このようにしてアドレス変換部６０で求められたＣＫＤ
アドレスＣＣＨＨ＝ＭＮはレジスタ６２に保持され、リ
ソースマネジャー３０の制御によって図示しないキャッ
シュファンクションエンジンに送られ、キャッシュメモ
リ２６に対するヒット判定が行われる。
【００６２】キャッシュメモリ２６のヒット判定がミス
ヒットであれば、レジスタ６２のＣＫＤアドレスＣＣＨ
Ｈ＝ＭＮはデバイスアダプタ２２のレジスタ８０に送ら
れ、アドレス変換部８２で前記（１）式により先頭ＦＢ
Ａブロック番号Ｘが算出されてレジスタ８４にセットさ
れ、ディスクモジュール４０に送られることで先頭ＦＢ
Ａブロック番号Ｘを含むトラック８５にヘッドを位置付
けるシークが行われ、シーク完了でトラック８５のトラ
ックデータが読み出され、キャッシュメモリ２６にキャ
ッシュブロック７４としてステージングされる。
ヒットであれば、レジスタ６２のＣＫＤアドレスＣＣＨ
Ｈ＝ＭＮはデバイスアダプタ２２のレジスタ８０に送ら
れ、アドレス変換部８２で前記（１）式により先頭ＦＢ
Ａブロック番号Ｘが算出されてレジスタ８４にセットさ
れ、ディスクモジュール４０に送られることで先頭ＦＢ
Ａブロック番号Ｘを含むトラック８５にヘッドを位置付
けるシークが行われ、シーク完了でトラック８５のトラ
ックデータが読み出され、キャッシュメモリ２６にキャ
ッシュブロック７４としてステージングされる。
【００６３】キャッシュメモリ２６にステージングされ
たキャッシュブロック７４のアクセスレコード及びレコ
ード内のブロック位置の算出は、Ｒ１レコード部７６，
Ｒ２レコード部７８のデータ部７６−２，７８−２のブ
ロック数が固定であることから、アドレス変換部６４の
アドレス変換におけるヘッド番号ＨＨの値Ｎの算出で得
られた余りＪから一義的にアクセス対象となるブロック
番号を決めることができる。このキャッシュブロック７
４におけるレコード番号及びブロック番号の獲得は、後
の説明で詳細が明らかにされる。
たキャッシュブロック７４のアクセスレコード及びレコ
ード内のブロック位置の算出は、Ｒ１レコード部７６，
Ｒ２レコード部７８のデータ部７６−２，７８−２のブ
ロック数が固定であることから、アドレス変換部６４の
アドレス変換におけるヘッド番号ＨＨの値Ｎの算出で得
られた余りＪから一義的にアクセス対象となるブロック
番号を決めることができる。このキャッシュブロック７
４におけるレコード番号及びブロック番号の獲得は、後
の説明で詳細が明らかにされる。
【００６４】このようなＦＢＡフォーマットにより行わ
れるオープンサーバ１４からの第２チャネルアダプタ２
０に対するアクセスに対応して、リソースマネジャー３
０には第２制御部７２が設けられている。第２制御部７
２はオープンサーバ１４からＦＢＡフォーマットの位置
アドレスＬＢＡがコマンドパラメータとして指令された
場合、アドレス変換部６０でＣＫＤフォーマットの位置
アドレスＣＣＨＨが獲得されることから、このアドレス
変換による位置アドレスＣＣＨＨに対応するディスクモ
ジュール４０の先頭ＦＢＡブロック番号Ｘを例えばデバ
イスアダプタ２２のアドレス変換部８２により求め、先
頭ＦＢＡブロック番号を含むトラック８５を読み取って
キャッシュメモリ２６にステージングするそして、キャ
ッシュメモリ２６上でオープンサーバ１４から指示され
た論理ブロック番号ＬＢＡに対応するレコード内のブロ
ック番号を求め、リードアクセスであれば該当ブロック
をオープンサーバ１４にデータ転送し、ライトアクセス
であれば該当ブロックを、受信したライトデータで更新
する。
れるオープンサーバ１４からの第２チャネルアダプタ２
０に対するアクセスに対応して、リソースマネジャー３
０には第２制御部７２が設けられている。第２制御部７
２はオープンサーバ１４からＦＢＡフォーマットの位置
アドレスＬＢＡがコマンドパラメータとして指令された
場合、アドレス変換部６０でＣＫＤフォーマットの位置
アドレスＣＣＨＨが獲得されることから、このアドレス
変換による位置アドレスＣＣＨＨに対応するディスクモ
ジュール４０の先頭ＦＢＡブロック番号Ｘを例えばデバ
イスアダプタ２２のアドレス変換部８２により求め、先
頭ＦＢＡブロック番号を含むトラック８５を読み取って
キャッシュメモリ２６にステージングするそして、キャ
ッシュメモリ２６上でオープンサーバ１４から指示され
た論理ブロック番号ＬＢＡに対応するレコード内のブロ
ック番号を求め、リードアクセスであれば該当ブロック
をオープンサーバ１４にデータ転送し、ライトアクセス
であれば該当ブロックを、受信したライトデータで更新
する。
【００６５】もちろん、アドレス変換部６０で獲得した
ＣＫＤアドレスＣＣＨＨ＝ＭＮによるキャッシュ判定で
ヒットとなった場合には、ヒットしたキャッシュブロッ
ク７４を対象にリード転送またはライト更新を行う。更
にリソースマネジャー３０には初期化部６６が設けられ
ている。本発明のディスクコントロールユニット１０
は、グローバルサーバ１２からのＣＫＤフォーマットを
ディスクモジュール４０のＦＢＡフォーマットに内部的
に変換してアクセスを処理することをベースとしてい
る。
ＣＫＤアドレスＣＣＨＨ＝ＭＮによるキャッシュ判定で
ヒットとなった場合には、ヒットしたキャッシュブロッ
ク７４を対象にリード転送またはライト更新を行う。更
にリソースマネジャー３０には初期化部６６が設けられ
ている。本発明のディスクコントロールユニット１０
は、グローバルサーバ１２からのＣＫＤフォーマットを
ディスクモジュール４０のＦＢＡフォーマットに内部的
に変換してアクセスを処理することをベースとしてい
る。
【００６６】このため、ディスクコントロールユニット
１０の運用を開始する場合には、まずグローバルサーバ
１２からの初期化コマンドを受けてリソースマネジャー
３０の初期化部６６が、キャッシュメモリ２６のキャッ
シュブロック７４に示すようなトラックフォーマットの
データセットを使用してディスクモジュール４０のトラ
ックをフォーマットする初期化処理を実行する。
１０の運用を開始する場合には、まずグローバルサーバ
１２からの初期化コマンドを受けてリソースマネジャー
３０の初期化部６６が、キャッシュメモリ２６のキャッ
シュブロック７４に示すようなトラックフォーマットの
データセットを使用してディスクモジュール４０のトラ
ックをフォーマットする初期化処理を実行する。
【００６７】このディスクモジュール４０の各トラック
をキャッシュブロック７４に２レコード構成で各レコー
ド部が４５ブロックに分割されたフォーマットデータセ
ットを書き込むトラックフォーマットの際には、リソー
スマネジャー３０に予め定義されたボリューム定義情報
６８を参照し、ＣＫＤフォーマットの論理機番で決まる
ボリューム単位にトラックフォーマットを実行する。 ３．トラックフォーマット 図６は図２のデバイスクラスタ１６−１，１６−２で実
現される論理ディスクモジュール８８をＣＫＤフォーマ
ットのグローバルサーバ１２とＬＢＡフォーマットのオ
ープンサーバ１４から見たボリューム構成である。
をキャッシュブロック７４に２レコード構成で各レコー
ド部が４５ブロックに分割されたフォーマットデータセ
ットを書き込むトラックフォーマットの際には、リソー
スマネジャー３０に予め定義されたボリューム定義情報
６８を参照し、ＣＫＤフォーマットの論理機番で決まる
ボリューム単位にトラックフォーマットを実行する。 ３．トラックフォーマット 図６は図２のデバイスクラスタ１６−１，１６−２で実
現される論理ディスクモジュール８８をＣＫＤフォーマ
ットのグローバルサーバ１２とＬＢＡフォーマットのオ
ープンサーバ１４から見たボリューム構成である。
【００６８】まず論理ディスクモジュール８８は、例え
ば４８，０００論理トラックを備え、１２，０００論理
トラック単位に４つのモジュール９０−１，９０−２，
９０−３，９０−４に分割され、それぞれＣＫＤ論理機
番＃０，＃１，＃２，＃３が割り当てられている。この
ため、図５のグローバルサーバ１２はＣＫＤ論理機番＃
０〜＃３により、それぞれのモジュール９０−１〜９０
−４を単一の論理ディスクモジュールとしてＣＫＤフォ
ーマットに従った初期化及びアクセスを行う。
ば４８，０００論理トラックを備え、１２，０００論理
トラック単位に４つのモジュール９０−１，９０−２，
９０−３，９０−４に分割され、それぞれＣＫＤ論理機
番＃０，＃１，＃２，＃３が割り当てられている。この
ため、図５のグローバルサーバ１２はＣＫＤ論理機番＃
０〜＃３により、それぞれのモジュール９０−１〜９０
−４を単一の論理ディスクモジュールとしてＣＫＤフォ
ーマットに従った初期化及びアクセスを行う。
【００６９】これに対し図５のＦＢＡフォーマットによ
るアクセスを行うオープンサーバ１４のＳＣＳＩ論理機
番（ＬＵＮ）も、この実施形態にあっては１２，０００
論理トラック単位のモジュール９０−１〜９０−４に対
応してＳＣＳＩ論理機番＃０〜＃３を割り当てている。
また別のボリューム構成として、ＳＣＳＩ論理機番＃０
のみを割り当てることで、モジュール９０−１〜９０−
４を単一のボリュームとして扱うこともできる。
るアクセスを行うオープンサーバ１４のＳＣＳＩ論理機
番（ＬＵＮ）も、この実施形態にあっては１２，０００
論理トラック単位のモジュール９０−１〜９０−４に対
応してＳＣＳＩ論理機番＃０〜＃３を割り当てている。
また別のボリューム構成として、ＳＣＳＩ論理機番＃０
のみを割り当てることで、モジュール９０−１〜９０−
４を単一のボリュームとして扱うこともできる。
【００７０】このような論理ディスクモジュール８８に
対するＣＫＤ論理機番とＳＣＳＩ論理機番とのボリュー
ムの対応関係が、図５のリソースマネジャー３０のボリ
ューム定義情報６８に格納されている。図７はボリュー
ム定義情報の具体例である。図７（Ａ）は図６のＣＫＤ
論理機番とＳＣＳＩ論理機番を１対１に対応させた場合
である。また図７（Ｂ）のボリューム定義情報６８−２
は、図６においてＣＫＤ論理機番＃０〜＃３を単一のＳ
ＣＳＩ論理機番＃０に対応させた場合である。更に図７
（Ｃ）のボリューム定義情報６８−３は、ＣＫＤ論理機
番＃０，＃１をＳＣＳＩ論理機番＃２に対応させ、ＣＫ
Ｄ論理機番＃２，＃３をＳＣＳＩ論理機番＃１，＃２に
対応させた場合である。
対するＣＫＤ論理機番とＳＣＳＩ論理機番とのボリュー
ムの対応関係が、図５のリソースマネジャー３０のボリ
ューム定義情報６８に格納されている。図７はボリュー
ム定義情報の具体例である。図７（Ａ）は図６のＣＫＤ
論理機番とＳＣＳＩ論理機番を１対１に対応させた場合
である。また図７（Ｂ）のボリューム定義情報６８−２
は、図６においてＣＫＤ論理機番＃０〜＃３を単一のＳ
ＣＳＩ論理機番＃０に対応させた場合である。更に図７
（Ｃ）のボリューム定義情報６８−３は、ＣＫＤ論理機
番＃０，＃１をＳＣＳＩ論理機番＃２に対応させ、ＣＫ
Ｄ論理機番＃２，＃３をＳＣＳＩ論理機番＃１，＃２に
対応させた場合である。
【００７１】図５のリソースマネジャー３０に設けた初
期化部６６は、このようなボリューム定義情報６８を参
照し、ボリューム定義情報６８に定義されたＣＫＤ論理
機番で決まるボリューム単位、例えば図７（Ａ）のボリ
ューム定義情報６８−１が設定されていた場合には、Ｃ
ＫＤ論理機番＃０〜＃３で決まる図６のボリューム９０
−１〜９０−４ごとに、所定のデータセットを使用した
トラックフォーマットを実行する。
期化部６６は、このようなボリューム定義情報６８を参
照し、ボリューム定義情報６８に定義されたＣＫＤ論理
機番で決まるボリューム単位、例えば図７（Ａ）のボリ
ューム定義情報６８−１が設定されていた場合には、Ｃ
ＫＤ論理機番＃０〜＃３で決まる図６のボリューム９０
−１〜９０−４ごとに、所定のデータセットを使用した
トラックフォーマットを実行する。
【００７２】図８は、論理ディスクモジュール８８のＣ
ＫＤ論理機番＃０〜＃３のそれぞれのボリューム９０−
１〜９０−４の各フォーマットによる初期化処理であ
り、ＣＫＤ論理機番＃０のボリューム９０−１の初期化
内容を取り出している。このボリューム９０−１の初期
化にあっては、先頭の位置アドレスＣＣＨＨ＝Ｘ´００
００´にボリュームラベル９２を割り当て、次の位置ア
ドレスＣＣＨＨ＝Ｘ´０００１´〜Ｘ´０１００´にボ
リューム目録（ＶＴＯＣ）９４を割り当てる。
ＫＤ論理機番＃０〜＃３のそれぞれのボリューム９０−
１〜９０−４の各フォーマットによる初期化処理であ
り、ＣＫＤ論理機番＃０のボリューム９０−１の初期化
内容を取り出している。このボリューム９０−１の初期
化にあっては、先頭の位置アドレスＣＣＨＨ＝Ｘ´００
００´にボリュームラベル９２を割り当て、次の位置ア
ドレスＣＣＨＨ＝Ｘ´０００１´〜Ｘ´０１００´にボ
リューム目録（ＶＴＯＣ）９４を割り当てる。
【００７３】ボリューム目録９４にはボリューム９０−
１が含んでいるファイルに関する情報や使用可能な空き
領域に関する情報が含まれる。残りの位置アドレスＣＣ
ＨＨ＝Ｘ´０１０１´以降のトラックがフォーマット領
域９６となり、各トラック毎に２３Ｋバイトブロックの
２レコードのＣＫＤトラックをフォーマットする。図９
は、図５のグローバルサーバ１２におけるＣＫＤトラッ
ク９８、ディスクコントロールユニット１０における論
理ＦＢＡトラック１００、及びディスクモジュール４０
における物理ＦＢＡトラック１０２のトラックフォーマ
ットと対応関係である。
１が含んでいるファイルに関する情報や使用可能な空き
領域に関する情報が含まれる。残りの位置アドレスＣＣ
ＨＨ＝Ｘ´０１０１´以降のトラックがフォーマット領
域９６となり、各トラック毎に２３Ｋバイトブロックの
２レコードのＣＫＤトラックをフォーマットする。図９
は、図５のグローバルサーバ１２におけるＣＫＤトラッ
ク９８、ディスクコントロールユニット１０における論
理ＦＢＡトラック１００、及びディスクモジュール４０
における物理ＦＢＡトラック１０２のトラックフォーマ
ットと対応関係である。
【００７４】図９（Ａ）はグローバルサーバ１２がアク
セスするＣＫＤトラック９８であり、インデックスに続
いてホームアドレスＨＡ、Ｒ０レコード、先頭にカウン
ト部Ｒ１Ｃを持つＲ１レコード部、先頭にカウント部Ｒ
２Ｃを持つＲ２レコード部で構成される。図９（Ｂ）は
図５のディスクコントロールユニット１０のキャッシュ
メモリ２６上に展開されるキャッシュブロック７４の形
式となる論理ＦＢＡトラック１００である。このキャッ
シュ上に展開される論理ＦＢＡトラック１００は所定ブ
ロックサイズを持った論理ＦＢＡブロック１０４−１〜
１０４−１３に分割されている。各論理ＦＢＡブロック
１０４−１〜１０４−１３の先頭には、ＣＯＦ変換用Ｉ
Ｄ部１０６を配置している。この論理ＦＢＡトラック１
００におけるＣＯＦ変換用ＩＤ部１０６を除いた位置に
は、図９（Ａ）のＣＫＤトラック９８が分割されて破線
で結ぶように割り当てられる。
セスするＣＫＤトラック９８であり、インデックスに続
いてホームアドレスＨＡ、Ｒ０レコード、先頭にカウン
ト部Ｒ１Ｃを持つＲ１レコード部、先頭にカウント部Ｒ
２Ｃを持つＲ２レコード部で構成される。図９（Ｂ）は
図５のディスクコントロールユニット１０のキャッシュ
メモリ２６上に展開されるキャッシュブロック７４の形
式となる論理ＦＢＡトラック１００である。このキャッ
シュ上に展開される論理ＦＢＡトラック１００は所定ブ
ロックサイズを持った論理ＦＢＡブロック１０４−１〜
１０４−１３に分割されている。各論理ＦＢＡブロック
１０４−１〜１０４−１３の先頭には、ＣＯＦ変換用Ｉ
Ｄ部１０６を配置している。この論理ＦＢＡトラック１
００におけるＣＯＦ変換用ＩＤ部１０６を除いた位置に
は、図９（Ａ）のＣＫＤトラック９８が分割されて破線
で結ぶように割り当てられる。
【００７５】図９（Ｃ）は、ディスクモジュール４０の
物理ＦＢＡトラック８５であり、物理ＦＢＡトラック８
５は例えば５１２バイトの物理ＦＢＡブロック８６−１
〜８６−１０４の１０４ブロックに分割されている。こ
の物理ＦＢＡトラック８５の８つの物理ＦＢＡブロック
が、図９（Ｂ）の論理ＦＢＡトラック１００における１
つの論理ＦＢＡブロック１０４−１〜１０４−１３に対
応している。即ち、 の関係を持っている。
物理ＦＢＡトラック８５であり、物理ＦＢＡトラック８
５は例えば５１２バイトの物理ＦＢＡブロック８６−１
〜８６−１０４の１０４ブロックに分割されている。こ
の物理ＦＢＡトラック８５の８つの物理ＦＢＡブロック
が、図９（Ｂ）の論理ＦＢＡトラック１００における１
つの論理ＦＢＡブロック１０４−１〜１０４−１３に対
応している。即ち、 の関係を持っている。
【００７６】図１０は、図９（Ａ）のＣＫＤトラック９
８の詳細である。ＣＫＤトラック９８において、トラッ
ク開始位置を示すインデックスマークＩｎｄｅｘに続い
てホームアドレス領域ＨＡが設けられ、ホームアドレス
領域ＨＡはトラックのアドレスＣＣＨＨを記述する領域
である。ホームアドレス領域ＨＡの次には、システムプ
ログラムが使用するＲ０レコードが設けられる。
８の詳細である。ＣＫＤトラック９８において、トラッ
ク開始位置を示すインデックスマークＩｎｄｅｘに続い
てホームアドレス領域ＨＡが設けられ、ホームアドレス
領域ＨＡはトラックのアドレスＣＣＨＨを記述する領域
である。ホームアドレス領域ＨＡの次には、システムプ
ログラムが使用するＲ０レコードが設けられる。
【００７７】Ｒ０レコードはカウント領域Ｃとデータ領
域Ｄで構成される。続いてＲ１レコードとＲ２レコード
が設けられる。Ｒ１レコード及びＲ２レコードはユーザ
領域であり、カウント領域Ｃ、キー領域Ｋ及びデータ領
域Ｄから構成される。本発明のＣＫＤトラック９８にあ
っては、Ｒ１，Ｒ２の２レコード構成であり、データ領
域Ｄは２３Ｋバイトの固定ブロック長としている。
域Ｄで構成される。続いてＲ１レコードとＲ２レコード
が設けられる。Ｒ１レコード及びＲ２レコードはユーザ
領域であり、カウント領域Ｃ、キー領域Ｋ及びデータ領
域Ｄから構成される。本発明のＣＫＤトラック９８にあ
っては、Ｒ１，Ｒ２の２レコード構成であり、データ領
域Ｄは２３Ｋバイトの固定ブロック長としている。
【００７８】Ｒ１レコード及びＲ２レコードのカウント
部Ｃには、シリンダ番号ＣＣ、ヘッド番号ＨＨ、レコー
ド番号Ｒ、キー領域データ長Ｋ、及びデータ領域Ｄの長
さＤＤ等が記述されている。ＣＫＤフォーマットの上位
装置は、Ｒ１レコードのカウント領域Ｃにおけるブロッ
クアドレスＣＣＨＨとレコード番号Ｒを指定することに
より個々のレコードをアクセスすることができる。尚、
キー領域は設けなくともよい。
部Ｃには、シリンダ番号ＣＣ、ヘッド番号ＨＨ、レコー
ド番号Ｒ、キー領域データ長Ｋ、及びデータ領域Ｄの長
さＤＤ等が記述されている。ＣＫＤフォーマットの上位
装置は、Ｒ１レコードのカウント領域Ｃにおけるブロッ
クアドレスＣＣＨＨとレコード番号Ｒを指定することに
より個々のレコードをアクセスすることができる。尚、
キー領域は設けなくともよい。
【００７９】図１１は、図１０のＣＫＤトラック９８と
キャッシュ上に展開される論理ＦＢＡトラック１００の
対応関係を表している。図１１（Ａ）のＣＫＤトラック
９８に対応した図１１（Ｂ）の論理ＦＢＡトラック１０
０は、４０９６バイトのブロックサイズを持つ１３個の
論理ＦＢＡブロック１０４−１〜１０４−１３に分割さ
れており、各論理ＦＢＡブロック１０４−１〜１０４−
１３の先頭の６４バイトの領域をＣＯＦ変換用ＩＤ部１
０６に割り当てており、残り４０３２バイトの領域に分
割してＣＫＤトラック９８を配置している。
キャッシュ上に展開される論理ＦＢＡトラック１００の
対応関係を表している。図１１（Ａ）のＣＫＤトラック
９８に対応した図１１（Ｂ）の論理ＦＢＡトラック１０
０は、４０９６バイトのブロックサイズを持つ１３個の
論理ＦＢＡブロック１０４−１〜１０４−１３に分割さ
れており、各論理ＦＢＡブロック１０４−１〜１０４−
１３の先頭の６４バイトの領域をＣＯＦ変換用ＩＤ部１
０６に割り当てており、残り４０３２バイトの領域に分
割してＣＫＤトラック９８を配置している。
【００８０】図１２は、図１１（Ｂ）の論理ＦＢＡトラ
ック１００の詳細である。図１２において、論理ＦＢＡ
トラック１００は４０９６バイト長を持つ１３個の論理
ＦＢＡブロック１０４−１〜１０４−１３に分けて上下
に並べて配置している。論理ＦＢＡブロック１０４−１
〜１０４−１３のそれぞれは、５１２バイトのディスク
モジュール４０側における物理ＦＢＡブロックによりそ
れぞれ８ブロックに分割できる。
ック１００の詳細である。図１２において、論理ＦＢＡ
トラック１００は４０９６バイト長を持つ１３個の論理
ＦＢＡブロック１０４−１〜１０４−１３に分けて上下
に並べて配置している。論理ＦＢＡブロック１０４−１
〜１０４−１３のそれぞれは、５１２バイトのディスク
モジュール４０側における物理ＦＢＡブロックによりそ
れぞれ８ブロックに分割できる。
【００８１】論理ＦＢＡブロック１０４−１〜１０４−
１３の先頭位置には６４バイトのＣＯＦ変換用ＩＤ部１
０６が配置される。この６４バイトのＣＯＦ用ＩＤ部１
０６は図１３に示す内容を記述している。これをまとめ
ると次のようになる。 セクタ値 論理ＦＢＡブロックに格納されるＣＫＤトラックの先頭
セクタ値を表す。
１３の先頭位置には６４バイトのＣＯＦ変換用ＩＤ部１
０６が配置される。この６４バイトのＣＯＦ用ＩＤ部１
０６は図１３に示す内容を記述している。これをまとめ
ると次のようになる。 セクタ値 論理ＦＢＡブロックに格納されるＣＫＤトラックの先頭
セクタ値を表す。
【００８２】ブロックフラグ 論理ＦＢＡブロックに有効なレコードが存在するか否か
等のブロック固有情報を格納する。 ＣＣＨＨ 論理ＦＢＡブロックのＣＫＤトラックにおける論理ＣＣ
ＨＨを格納する。
等のブロック固有情報を格納する。 ＣＣＨＨ 論理ＦＢＡブロックのＣＫＤトラックにおける論理ＣＣ
ＨＨを格納する。
【００８３】ＡＬＴ ＣＣＨＨ 交替されるＣＫＤトラックの論理ＣＣＨＨまたは不良ト
ラックの論理ＣＣＨＨを格納する。 レコードＮｏ 論理ＦＢＡブロックに存在する個々のレコード番号を格
納する。
ラックの論理ＣＣＨＨを格納する。 レコードＮｏ 論理ＦＢＡブロックに存在する個々のレコード番号を格
納する。
【００８４】レコードディスクリプタ 論理ＦＢＡブロックに存在する個々のレコード情報を格
納する。 レコードポインタ 論理ＦＢＡブロックに格納されているＣＫＤトラックデ
ータ（ＣＣＨＨ）の先頭からカウントホームアドレス領
域ＨＡ／トラック終了位置ＥＯＴまでのバイト数を格納
する。
納する。 レコードポインタ 論理ＦＢＡブロックに格納されているＣＫＤトラックデ
ータ（ＣＣＨＨ）の先頭からカウントホームアドレス領
域ＨＡ／トラック終了位置ＥＯＴまでのバイト数を格納
する。
【００８５】再び図１２を参照するに、先頭の論理ＦＢ
Ａブロック１０４−１には後詰めでＣＫＤトラック９８
のホームアドレス領域１１２とＲ０レコード領域１１４
が割り当てられる。２番目の論理ＦＢＡブロック１０４
−２から７番目の論理ＦＢＡブロック１０４−７にはＣ
ＫＤトラックのＲ１レコード部７６が割り当てられる。
Ａブロック１０４−１には後詰めでＣＫＤトラック９８
のホームアドレス領域１１２とＲ０レコード領域１１４
が割り当てられる。２番目の論理ＦＢＡブロック１０４
−２から７番目の論理ＦＢＡブロック１０４−７にはＣ
ＫＤトラックのＲ１レコード部７６が割り当てられる。
【００８６】ここでＲ１レコード部７６は、物理ＬＢＡ
ブロック番号ＬＢＡ０〜ＬＢＡ３９に示すように４０ブ
ロックが割り当てられており、データサイズは５１２バ
イト×４０ブロック＝２０４８０バイト＝２０キロバイ
トとなっている。この４０ブロック分のＲ１レコード７
６の配置において、論理ＦＢＡブロック１０４−２〜１
０４−７の先頭の６４バイトにはＣＯＦ用ＩＤ部１０６
が配置され、更に論理ＦＢＡブロック１０４−２につい
てはＲ１レコードカウント部（Ｒ１Ｃ）１１６の６４バ
イトも配置される。
ブロック番号ＬＢＡ０〜ＬＢＡ３９に示すように４０ブ
ロックが割り当てられており、データサイズは５１２バ
イト×４０ブロック＝２０４８０バイト＝２０キロバイ
トとなっている。この４０ブロック分のＲ１レコード７
６の配置において、論理ＦＢＡブロック１０４−２〜１
０４−７の先頭の６４バイトにはＣＯＦ用ＩＤ部１０６
が配置され、更に論理ＦＢＡブロック１０４−２につい
てはＲ１レコードカウント部（Ｒ１Ｃ）１１６の６４バ
イトも配置される。
【００８７】このため、先頭の５１２バイトの空き領域
にはＲ１レコード部７６の割り当ては行わず、空き領域
とし、後詰めで７ブロック、７ブロック、７ブロック、
７ブロック、７ブロック、５ブロックを配置している。
更にＲ１レコード部７６の最後の論理ＦＢＡブロック１
０４−７については、ブロック番号ＬＢＡ３５〜ＬＢＡ
３９の５ブロックで終了しており、次の５１２バイトの
１ブロックを空きブロックとして、次のＲ２レコード部
７８のＲ２レコードカウント部（Ｒ２Ｃ）１１８を最後
のブロックの先頭６４バイトに配置している。
にはＲ１レコード部７６の割り当ては行わず、空き領域
とし、後詰めで７ブロック、７ブロック、７ブロック、
７ブロック、７ブロック、５ブロックを配置している。
更にＲ１レコード部７６の最後の論理ＦＢＡブロック１
０４−７については、ブロック番号ＬＢＡ３５〜ＬＢＡ
３９の５ブロックで終了しており、次の５１２バイトの
１ブロックを空きブロックとして、次のＲ２レコード部
７８のＲ２レコードカウント部（Ｒ２Ｃ）１１８を最後
のブロックの先頭６４バイトに配置している。
【００８８】そして８番目から１３番目の論理ＦＢＡブ
ロック１０４−８〜１０４−１３に同じくブロック番号
ＬＢＡ０〜ＬＢＡ３９の４０ブロック分のＲ２レコード
部７８のデータを後詰めで割り当てている。そしてＲ２
レコード部７８の最後の論理ＦＢＡブロック１０４−１
３における末尾の２ブロックは空きブロックとなってい
る。
ロック１０４−８〜１０４−１３に同じくブロック番号
ＬＢＡ０〜ＬＢＡ３９の４０ブロック分のＲ２レコード
部７８のデータを後詰めで割り当てている。そしてＲ２
レコード部７８の最後の論理ＦＢＡブロック１０４−１
３における末尾の２ブロックは空きブロックとなってい
る。
【００８９】この結果、論理ＦＢＡトラック１００にお
けるＲ１レコード部７６の４０ブロックとＲ２レコード
部７８の４０ブロックの配置が、６つずつの論理ＦＢＡ
ブロック１０４−２〜１０４−７と１０４−８〜１０４
−１３に同じ位置関係で割り当てられ、Ｒ１レコードか
Ｒ２レコードが識別できれば、その中のブロック位置は
同じアルゴリズムで一義的に獲得することができる。
けるＲ１レコード部７６の４０ブロックとＲ２レコード
部７８の４０ブロックの配置が、６つずつの論理ＦＢＡ
ブロック１０４−２〜１０４−７と１０４−８〜１０４
−１３に同じ位置関係で割り当てられ、Ｒ１レコードか
Ｒ２レコードが識別できれば、その中のブロック位置は
同じアルゴリズムで一義的に獲得することができる。
【００９０】図１４は、図１２に詳細を示した論理ＦＢ
Ａトラック１００とディスクモジュール４０における物
理ＦＢＡトラック８５の対応関係の詳細である。図１４
（Ａ）は、図１２の論理ＦＢＡトラック１００の先頭の
論理ＦＢＡブロック１０４−１を取り出しており、これ
に対応して図１４（Ｂ）のディスクモジュール４０上の
物理ＦＢＡトラック８５はＩＤ部１１０と５１２バイト
の物理ＦＢＡブロック８６−１〜８６−８で構成されて
いる。８つの物理ＦＢＡブロック８６−１〜８６−８の
先頭位置に配置されたＩＤ部１１０には、物理ＦＢＡブ
ロックを識別するためのブロック番号が記述される。
Ａトラック１００とディスクモジュール４０における物
理ＦＢＡトラック８５の対応関係の詳細である。図１４
（Ａ）は、図１２の論理ＦＢＡトラック１００の先頭の
論理ＦＢＡブロック１０４−１を取り出しており、これ
に対応して図１４（Ｂ）のディスクモジュール４０上の
物理ＦＢＡトラック８５はＩＤ部１１０と５１２バイト
の物理ＦＢＡブロック８６−１〜８６−８で構成されて
いる。８つの物理ＦＢＡブロック８６−１〜８６−８の
先頭位置に配置されたＩＤ部１１０には、物理ＦＢＡブ
ロックを識別するためのブロック番号が記述される。
【００９１】図１５は、図１２の論理ＦＢＡトラック１
００において、Ｒ１レコード部７６，Ｒ２レコード部７
８のデータを配置する４０ブロックを、各論理ＦＢＡ１
０４−２〜１０４−１３について後詰めで配置すること
によって、ディスクモジュール４０で５１２バイト単位
のアクセスを行った際のキャッシュ上でのマージを解消
できる特徴を説明する。
００において、Ｒ１レコード部７６，Ｒ２レコード部７
８のデータを配置する４０ブロックを、各論理ＦＢＡ１
０４−２〜１０４−１３について後詰めで配置すること
によって、ディスクモジュール４０で５１２バイト単位
のアクセスを行った際のキャッシュ上でのマージを解消
できる特徴を説明する。
【００９２】図１５（Ａ）は、例えば図１２の２番目の
論理ＦＢＡブロック１０４−２について、図１２のよう
に後詰めとせず、６４バイトのＣＯＦ用ＩＤ部１０６及
び６４バイトのＲ１レコードカウント部（Ｒ１Ｃ）１１
６に続いて、５１２バイトのブロック番号ＦＢＡ０のブ
ロック１１８を斜線のように配置した場合である。この
ようなブロック１１８の配置を行った場合には、物理Ｆ
ＢＡトラック１０２に示すように、先頭から５１２バイ
トの物理ＦＢＡブロック１０８−９と次の５１２バイト
の物理ＦＢＡブロック１０８−１０に部分ブロック１１
８−１，１１８−２として分割される。
論理ＦＢＡブロック１０４−２について、図１２のよう
に後詰めとせず、６４バイトのＣＯＦ用ＩＤ部１０６及
び６４バイトのＲ１レコードカウント部（Ｒ１Ｃ）１１
６に続いて、５１２バイトのブロック番号ＦＢＡ０のブ
ロック１１８を斜線のように配置した場合である。この
ようなブロック１１８の配置を行った場合には、物理Ｆ
ＢＡトラック１０２に示すように、先頭から５１２バイ
トの物理ＦＢＡブロック１０８−９と次の５１２バイト
の物理ＦＢＡブロック１０８−１０に部分ブロック１１
８−１，１１８−２として分割される。
【００９３】このため物理ＦＢＡブロック単位のアクセ
スでキャッシュ上にブロック１１８を獲得したい場合に
は、まず先頭の物理ＦＢＡブロック１０８−９を読み出
し、次に２番目の物理ＦＢＡブロック１０８−１０を読
み出し、それぞれの部分ブロック１１８−１，１１８−
２をマージすることでマージブロック１２０を得ること
になる。このため物理ＦＢＡブロック単位のアクセスで
マージ処理が必要となり、その分、アクセス性能が低下
する。
スでキャッシュ上にブロック１１８を獲得したい場合に
は、まず先頭の物理ＦＢＡブロック１０８−９を読み出
し、次に２番目の物理ＦＢＡブロック１０８−１０を読
み出し、それぞれの部分ブロック１１８−１，１１８−
２をマージすることでマージブロック１２０を得ること
になる。このため物理ＦＢＡブロック単位のアクセスで
マージ処理が必要となり、その分、アクセス性能が低下
する。
【００９４】これに対し図１５（Ｂ）の本発明の後詰め
による配置にあっては、論理ＦＢＡブロック１０４−２
の先頭の５１２バイトのブロックについては、ＣＯＦ用
ＩＤ部１０６とＲ１レコードカウント部１１６を配置し
た後の残り３８４バイトは空き領域１２２とし、次の５
１２バイトにブロック番号ＦＢＡ０のブロックデータ１
１８を割り当てる。
による配置にあっては、論理ＦＢＡブロック１０４−２
の先頭の５１２バイトのブロックについては、ＣＯＦ用
ＩＤ部１０６とＲ１レコードカウント部１１６を配置し
た後の残り３８４バイトは空き領域１２２とし、次の５
１２バイトにブロック番号ＦＢＡ０のブロックデータ１
１８を割り当てる。
【００９５】このような後詰めにより配置したブロック
データ１１８を持つ論理ＦＢＡブロック１０４−２は、
ディスクモジュール４０の物理ＦＢＡトラックにおける
５１２バイトの物理ＦＢＡブロック１０８−９，１０８
−１０に１対１に対応して配置され、マージ処理を必要
とすることなく物理ＦＢＡトラック１０２よりブロック
データ１１８のアクセスが実現できる。
データ１１８を持つ論理ＦＢＡブロック１０４−２は、
ディスクモジュール４０の物理ＦＢＡトラックにおける
５１２バイトの物理ＦＢＡブロック１０８−９，１０８
−１０に１対１に対応して配置され、マージ処理を必要
とすることなく物理ＦＢＡトラック１０２よりブロック
データ１１８のアクセスが実現できる。
【００９６】更に図１２の論理ＦＢＡトラック１００に
あっては、ＣＫＤフォーマットを実質的にディスクモジ
ュールの５１２バイト長の物理ＦＢＡブロックで分割し
て配置しているため、図２のディスクコントロールユニ
ット１０としてグローバルサーバ１２を外し、ＦＢＡフ
ォーマットのオープンサーバ１４のみのアクセスを処理
する構成に変更した場合には、図１２の中からＣＫＤフ
ォーマットに固有なホームアドレス領域１１２、Ｒ０レ
コード領域１１４、Ｒ１レコードカウント部１１６、Ｒ
２レコードカウント部１１８を除くだけで、ブロック数
１０４のＦＢＡフォーマットに直ちに変更することがで
きる。
あっては、ＣＫＤフォーマットを実質的にディスクモジ
ュールの５１２バイト長の物理ＦＢＡブロックで分割し
て配置しているため、図２のディスクコントロールユニ
ット１０としてグローバルサーバ１２を外し、ＦＢＡフ
ォーマットのオープンサーバ１４のみのアクセスを処理
する構成に変更した場合には、図１２の中からＣＫＤフ
ォーマットに固有なホームアドレス領域１１２、Ｒ０レ
コード領域１１４、Ｒ１レコードカウント部１１６、Ｒ
２レコードカウント部１１８を除くだけで、ブロック数
１０４のＦＢＡフォーマットに直ちに変更することがで
きる。
【００９７】即ち図１２のフォーマットは、本発明が提
供するＣＫＤフォーマットとＦＢＡフォーマットの共用
形態、及びＣＫＤフォーマットまたはＦＢＡフォーマッ
トのいずれかの単独使用形態のいずれにも、非常に高い
整合性を確保することができる。 ４．初期化、運用・バックアップ 図１６は、図５の機能ブロックのように、ＣＫＤフォー
マットのグローバルサーバ１２とＬＢＡフォーマットの
オープンサーバ１４に対し本発明のディスクコントロー
ルユニット１０によりディスクモジュール４０を接続し
た場合のグローバル／オープン共用運用形態のフローチ
ャートである。
供するＣＫＤフォーマットとＦＢＡフォーマットの共用
形態、及びＣＫＤフォーマットまたはＦＢＡフォーマッ
トのいずれかの単独使用形態のいずれにも、非常に高い
整合性を確保することができる。 ４．初期化、運用・バックアップ 図１６は、図５の機能ブロックのように、ＣＫＤフォー
マットのグローバルサーバ１２とＬＢＡフォーマットの
オープンサーバ１４に対し本発明のディスクコントロー
ルユニット１０によりディスクモジュール４０を接続し
た場合のグローバル／オープン共用運用形態のフローチ
ャートである。
【００９８】この運用形態にあっては、オープンサーバ
１４が日常的なトランザクション業務等の運用のための
アクセスをディスクコントロールユニット１０に対し行
っており、グローバルサーバ１２はディスクモジュール
４０の初期化とオープンサーバ１４の運用によりディス
クモジュール４０上に生成されたデータのバックアップ
を行う。
１４が日常的なトランザクション業務等の運用のための
アクセスをディスクコントロールユニット１０に対し行
っており、グローバルサーバ１２はディスクモジュール
４０の初期化とオープンサーバ１４の運用によりディス
クモジュール４０上に生成されたデータのバックアップ
を行う。
【００９９】図１６のフローチャートにおいて、まずス
テップＳ１で運用開始に先立ちグローバルサーバ１２に
よりディスクモジュール４０の初期化を実行する。この
グローバルサーバ１２によるディスクモジュール４０の
初期化処理は、グローバルサーバ１２からディスクコン
トロールユニット１０の第１チャネルアダプタ１８に対
しＣＫＤフォーマットのトラックフォーマットを行うた
めの初期化コマンドを発行する。
テップＳ１で運用開始に先立ちグローバルサーバ１２に
よりディスクモジュール４０の初期化を実行する。この
グローバルサーバ１２によるディスクモジュール４０の
初期化処理は、グローバルサーバ１２からディスクコン
トロールユニット１０の第１チャネルアダプタ１８に対
しＣＫＤフォーマットのトラックフォーマットを行うた
めの初期化コマンドを発行する。
【０１００】グローバルサーバ１２でディスクモジュー
ル４０を初期化する際には、オープンサーバ１４を停止
するなどにより、オープンサーバ１４からのディスクコ
ントロールユニット１０に対するアクセスを行えないよ
うにしておく。グローバルサーバ１２からの初期化コマ
ンドを受信したディスクコントロールユニット１０は、
リソースマネジャー３０の初期化部６６を起動し、ボリ
ューム定義情報６８を参照することで、例えば図８のよ
うに論理ディスクモジュール８８が４つのボリューム９
０−１〜９０−４に分かれていることを認識し、ＣＫＤ
論理機番＃０のボリューム９０−１から初期化処理を開
始する。
ル４０を初期化する際には、オープンサーバ１４を停止
するなどにより、オープンサーバ１４からのディスクコ
ントロールユニット１０に対するアクセスを行えないよ
うにしておく。グローバルサーバ１２からの初期化コマ
ンドを受信したディスクコントロールユニット１０は、
リソースマネジャー３０の初期化部６６を起動し、ボリ
ューム定義情報６８を参照することで、例えば図８のよ
うに論理ディスクモジュール８８が４つのボリューム９
０−１〜９０−４に分かれていることを認識し、ＣＫＤ
論理機番＃０のボリューム９０−１から初期化処理を開
始する。
【０１０１】この初期化処理により図８のボリューム９
０−１は、右側に取り出して示すように、ボリュームラ
ベル９２、ボリューム目録９４が生成され、続いて図１
２に示した論理ＦＢＡトラック１００のトラックフォー
マットデータセットを使用したディスクモジュール４０
のトラック単位の書き込みにより、１トラック当たり２
３バイトブロックのＲ１レコード部７６とＲ２レコード
部７８を持つ論理ＦＢＡブロックにより分割されたＣＫ
Ｄトラックフォーマットの書込み生成を行う。
０−１は、右側に取り出して示すように、ボリュームラ
ベル９２、ボリューム目録９４が生成され、続いて図１
２に示した論理ＦＢＡトラック１００のトラックフォー
マットデータセットを使用したディスクモジュール４０
のトラック単位の書き込みにより、１トラック当たり２
３バイトブロックのＲ１レコード部７６とＲ２レコード
部７８を持つ論理ＦＢＡブロックにより分割されたＣＫ
Ｄトラックフォーマットの書込み生成を行う。
【０１０２】続いて図１６のステップＳ２で全てのＣＫ
Ｄ論理ボリュームの初期化終了の有無をチェックし、全
ボリュームの初期化終了を認識すると、ステップＳ３に
進み、図５におけるグローバルサーバ１２を停止した状
態でオープンサーバ１４によるＳＣＳＩバス接続機構を
初期化し、ステップＳ４でオープンサーバ１４による日
常的な業務の運用を開始する。
Ｄ論理ボリュームの初期化終了の有無をチェックし、全
ボリュームの初期化終了を認識すると、ステップＳ３に
進み、図５におけるグローバルサーバ１２を停止した状
態でオープンサーバ１４によるＳＣＳＩバス接続機構を
初期化し、ステップＳ４でオープンサーバ１４による日
常的な業務の運用を開始する。
【０１０３】オープンサーバ１４による運用中にあって
は、ステップＳ５でグローバルサーバ１２のバックアッ
プタイミングをチェックしており、例えば２４時間の運
用スケジュールにあってはオープンサーバ１４からのア
クセスが休止している夜間などの所定の時間帯にバック
アップ開始時刻が設定されている。このためバックアッ
プ開始時刻への到達によりバックアップタイミングを判
別し、ステップＳ６に進み、グローバルサーバ１２が停
止状態にあればグローバルサーバを起動し、またグロー
バルサーバ１２がオフライン状態にあればオンライン状
態に切り替えることで、ディスクコントロールユニット
１０に対しバックアップコマンドを発行し、ディスクモ
ジュール４０よりボリューム単位にデータをグローバル
サーバ１２に転送して、グローバルサーバ１２に外部装
置として接続されている磁気テープ装置や光ディスク装
置などのバックアップ装置にボリュームデータを書き込
むバックアップ処理を行う。
は、ステップＳ５でグローバルサーバ１２のバックアッ
プタイミングをチェックしており、例えば２４時間の運
用スケジュールにあってはオープンサーバ１４からのア
クセスが休止している夜間などの所定の時間帯にバック
アップ開始時刻が設定されている。このためバックアッ
プ開始時刻への到達によりバックアップタイミングを判
別し、ステップＳ６に進み、グローバルサーバ１２が停
止状態にあればグローバルサーバを起動し、またグロー
バルサーバ１２がオフライン状態にあればオンライン状
態に切り替えることで、ディスクコントロールユニット
１０に対しバックアップコマンドを発行し、ディスクモ
ジュール４０よりボリューム単位にデータをグローバル
サーバ１２に転送して、グローバルサーバ１２に外部装
置として接続されている磁気テープ装置や光ディスク装
置などのバックアップ装置にボリュームデータを書き込
むバックアップ処理を行う。
【０１０４】このステップＳ６のバックアップ処理にあ
っては、図５のリソースマネジャー３０に設けているボ
リューム定義情報６８を参照し、オープンサーバ１４側
のボリューム単位であるＳＣＳＩ論理機番であるＬＵＮ
＃０〜＃３に従ってボリューム単位にバックアップを行
う。例えば図７（Ａ）のボリューム定義情報６８−１の
場合には、ＣＫＤ論理機番とＳＣＳＩ論理機番が１対１
に対応していることから、この場合には図６のボリュー
ム９０−１〜９０−４のそれぞれごとにバックアップを
行えば良い。
っては、図５のリソースマネジャー３０に設けているボ
リューム定義情報６８を参照し、オープンサーバ１４側
のボリューム単位であるＳＣＳＩ論理機番であるＬＵＮ
＃０〜＃３に従ってボリューム単位にバックアップを行
う。例えば図７（Ａ）のボリューム定義情報６８−１の
場合には、ＣＫＤ論理機番とＳＣＳＩ論理機番が１対１
に対応していることから、この場合には図６のボリュー
ム９０−１〜９０−４のそれぞれごとにバックアップを
行えば良い。
【０１０５】これに対し図７（Ｂ）のボリューム定義情
報６８−２のように、ＣＫＤ論理機番＃０〜＃３に対し
ＳＣＳＩ論理機番が＃０と単一ボリュームを定義してい
る場合には、オープンサーバ１４側のボリューム単位で
あるＳＣＳＩ論理機番＃０をボリューム単位としたバッ
クアップが必要である。この場合にはＣＫＤ論理機番＃
０〜＃３のボリューム９０−１〜９０−４を１つのボリ
ュームとしてグローバルサーバ１２にバックアップする
ようになる。
報６８−２のように、ＣＫＤ論理機番＃０〜＃３に対し
ＳＣＳＩ論理機番が＃０と単一ボリュームを定義してい
る場合には、オープンサーバ１４側のボリューム単位で
あるＳＣＳＩ論理機番＃０をボリューム単位としたバッ
クアップが必要である。この場合にはＣＫＤ論理機番＃
０〜＃３のボリューム９０−１〜９０−４を１つのボリ
ュームとしてグローバルサーバ１２にバックアップする
ようになる。
【０１０６】図１６のステップＳ６でグローバルサーバ
１２によるボリュームのバックアップが終了すると、ス
テップＳ７で運用停止の有無をチェックし、運用継続で
あればステップＳ４に戻り、グローバルサーバ１２を停
止するかオフラインとした状態でオープンサーバ１４に
よる運用を再開する。 ５．キャッシュ制御 次に図５において、グローバルサーバ１２によるディス
クモジュール４０の初期化終了により停止またはオフラ
インに切り離され、オープンサーバ１４の起動により日
常的な業務運用のためのアクセスを開始した運用状態に
おけるオープンサーバ１４からのアクセスに対するディ
スクコントロールユニット１０の処理を説明する。
１２によるボリュームのバックアップが終了すると、ス
テップＳ７で運用停止の有無をチェックし、運用継続で
あればステップＳ４に戻り、グローバルサーバ１２を停
止するかオフラインとした状態でオープンサーバ１４に
よる運用を再開する。 ５．キャッシュ制御 次に図５において、グローバルサーバ１２によるディス
クモジュール４０の初期化終了により停止またはオフラ
インに切り離され、オープンサーバ１４の起動により日
常的な業務運用のためのアクセスを開始した運用状態に
おけるオープンサーバ１４からのアクセスに対するディ
スクコントロールユニット１０の処理を説明する。
【０１０７】図１７は、オープンサーバ１４からディス
クコントロールユニット１０がリードコマンドを受信し
た場合のリード処理のフローチャートである。オープン
サーバ１４において、ディスクモジュール４０からデー
タを読み出すための読出要求が発生すると、オープンサ
ーバ１４はディスク制御装置１０の第２チャネルアダプ
タ２０に対しリードコマンドを発行する。このリードコ
マンドはステップＳ１で受信される。
クコントロールユニット１０がリードコマンドを受信し
た場合のリード処理のフローチャートである。オープン
サーバ１４において、ディスクモジュール４０からデー
タを読み出すための読出要求が発生すると、オープンサ
ーバ１４はディスク制御装置１０の第２チャネルアダプ
タ２０に対しリードコマンドを発行する。このリードコ
マンドはステップＳ１で受信される。
【０１０８】オープンサーバ１４からのリードコマンド
にはボリュームを示すＳＣＳＩ論理機番＃ｉと、論理機
番＃ｉのボリュームにおける先頭位置の論理ブロック番
号ＬＢＡ、及び要求データのブロック長がコマンドパラ
メータとして含まれている。リードコマンドを受信した
第２チャネルアダプタ２０は、受信コマンドをコマンド
待ち行列にキューイングし、オープンサーバ１４に対し
コマンド正常終了をエミュレートすることでＳＣＳＩバ
スとの接続を切り離す。
にはボリュームを示すＳＣＳＩ論理機番＃ｉと、論理機
番＃ｉのボリュームにおける先頭位置の論理ブロック番
号ＬＢＡ、及び要求データのブロック長がコマンドパラ
メータとして含まれている。リードコマンドを受信した
第２チャネルアダプタ２０は、受信コマンドをコマンド
待ち行列にキューイングし、オープンサーバ１４に対し
コマンド正常終了をエミュレートすることでＳＣＳＩバ
スとの接続を切り離す。
【０１０９】続いて第２チャネルアダプタ２０は、ステ
ップＳ２でアドレス変換部６０により、受信した論理ブ
ロックアドレスＬＢＡを前記（３）（４）（５）式に従
ってＣＫＤフォーマットの位置アドレスＣＣＨＨに変換
する。このアドレス変換された位置アドレスＣＣＨＨ及
びコマンド情報は、リソースマネジャー３０に通知さ
れ、リソースマネジャーはコントロールストレージに設
けられている内部制御テーブルＴＣＢ（Task Controol
Block ）に設定する。
ップＳ２でアドレス変換部６０により、受信した論理ブ
ロックアドレスＬＢＡを前記（３）（４）（５）式に従
ってＣＫＤフォーマットの位置アドレスＣＣＨＨに変換
する。このアドレス変換された位置アドレスＣＣＨＨ及
びコマンド情報は、リソースマネジャー３０に通知さ
れ、リソースマネジャーはコントロールストレージに設
けられている内部制御テーブルＴＣＢ（Task Controol
Block ）に設定する。
【０１１０】続いてステップＳ４で、リソースマネジャ
ー３０は、リードコマンドにより指定されたリードデー
タのエクステントをチェックする。即ちステップＳ２の
アドレス変換で得られた開始トラックを示す開始位置ア
ドレスＣＣＨＨとブロック長から求めたトラック数に基
づく終了トラックを示す終了位置アドレスＣＣＨＨを定
義し、リード対象となったファイルデータ等の連続領域
を認識する。
ー３０は、リードコマンドにより指定されたリードデー
タのエクステントをチェックする。即ちステップＳ２の
アドレス変換で得られた開始トラックを示す開始位置ア
ドレスＣＣＨＨとブロック長から求めたトラック数に基
づく終了トラックを示す終了位置アドレスＣＣＨＨを定
義し、リード対象となったファイルデータ等の連続領域
を認識する。
【０１１１】続いてステップＳ５に進み、リソースマネ
ジャー３０は、図２に示したキャッシュファンクション
エンジンに対し、アドレス変換で得られたＣＫＤフォー
マットの位置アドレスＣＣＨＨをボリュームを示すＳＣ
ＳＩ論理機番＃ｉと共に引き渡し、キャッシュメモリ２
６上に存在するか否かのキャッシュ判定を依頼する。具
体的には、ボリュームを示すＳＣＳＩ論理機番＃ｉと位
置アドレスＣＣＨＨをマッピングハードウェアに引き渡
し、ハッシュポインタを生成することで、キャッシュ管
理情報が格納されたハッシュテーブルを検索し、ハッシ
ュテーブルに対象データが存在すれば、キャッシュヒッ
トと判定してキャッシュメモリのエントリアドレスを獲
得する。
ジャー３０は、図２に示したキャッシュファンクション
エンジンに対し、アドレス変換で得られたＣＫＤフォー
マットの位置アドレスＣＣＨＨをボリュームを示すＳＣ
ＳＩ論理機番＃ｉと共に引き渡し、キャッシュメモリ２
６上に存在するか否かのキャッシュ判定を依頼する。具
体的には、ボリュームを示すＳＣＳＩ論理機番＃ｉと位
置アドレスＣＣＨＨをマッピングハードウェアに引き渡
し、ハッシュポインタを生成することで、キャッシュ管
理情報が格納されたハッシュテーブルを検索し、ハッシ
ュテーブルに対象データが存在すれば、キャッシュヒッ
トと判定してキャッシュメモリのエントリアドレスを獲
得する。
【０１１２】ハッシュテーブルでエントリアドレスが検
索できなかった場合には、キャッシュメモリ２６上に存
在しないミスヒットを通知する。リソースマネジャー３
０は、ステップＳ５のキャッシュ判定結果を受け、ステ
ップＳ６でヒットを判定すると、ステップＳ１０に進
み、ヒット判定で得られたエントリアドレスによりキャ
ッシュメモリ２６を参照し、該当するキャッシュブロッ
ク７４の該当するブロックから指定されたブロック長分
のデータを読み出して、ステップＳ１１で第２チャネル
アダプタ２０を介してオープンサーバ１４にリードデー
タの転送を行う。
索できなかった場合には、キャッシュメモリ２６上に存
在しないミスヒットを通知する。リソースマネジャー３
０は、ステップＳ５のキャッシュ判定結果を受け、ステ
ップＳ６でヒットを判定すると、ステップＳ１０に進
み、ヒット判定で得られたエントリアドレスによりキャ
ッシュメモリ２６を参照し、該当するキャッシュブロッ
ク７４の該当するブロックから指定されたブロック長分
のデータを読み出して、ステップＳ１１で第２チャネル
アダプタ２０を介してオープンサーバ１４にリードデー
タの転送を行う。
【０１１３】これに対しキャッシュメモリ２６上に対象
データが存在しないミスヒットの場合には、オープンサ
ーバ１４に対する第２チャネルアダプタ２０の接続をス
テップＳ７で切り離し、ステップＳ８でデバイスアダプ
タに位置アドレスＣＣＨＨに基づくシークを指示する。
具体的には、リソースマネジャー３０は、キャッシュ機
能エンジンよりキャッシュミスヒットの通知を受ける
と、そのとき空き状態にあるデバイスアダプタ２２を選
択し、選択したデバイスアダプタ２２の選択情報を第２
チャネルアダプタ２０に通知する。
データが存在しないミスヒットの場合には、オープンサ
ーバ１４に対する第２チャネルアダプタ２０の接続をス
テップＳ７で切り離し、ステップＳ８でデバイスアダプ
タに位置アドレスＣＣＨＨに基づくシークを指示する。
具体的には、リソースマネジャー３０は、キャッシュ機
能エンジンよりキャッシュミスヒットの通知を受ける
と、そのとき空き状態にあるデバイスアダプタ２２を選
択し、選択したデバイスアダプタ２２の選択情報を第２
チャネルアダプタ２０に通知する。
【０１１４】これを受けて第２チャネルアダプタ２０は
オープンサーバ１４との接続を切り離すと同時に、リソ
ースマネジャー３０から通知されたデバイスアダプタ２
２に対しアドレス変換部６０で得ている位置アドレスＣ
ＣＨＨに基づくシークコマンドを発行する。デバイスア
ダプタ２２は第２チャネルアダプタ２０からの位置アド
レスＣＣＨＨを、そのアドレス変換部８２により前記
（１）式に従ってディスクモジュール４０における先頭
物理ＦＢＡブロック番号Ｘを求め、これをディスクモジ
ュール４０に通知して、目的とする物理ＦＢＡトラック
８５にヘッドを位置付けるシークを行う。
オープンサーバ１４との接続を切り離すと同時に、リソ
ースマネジャー３０から通知されたデバイスアダプタ２
２に対しアドレス変換部６０で得ている位置アドレスＣ
ＣＨＨに基づくシークコマンドを発行する。デバイスア
ダプタ２２は第２チャネルアダプタ２０からの位置アド
レスＣＣＨＨを、そのアドレス変換部８２により前記
（１）式に従ってディスクモジュール４０における先頭
物理ＦＢＡブロック番号Ｘを求め、これをディスクモジ
ュール４０に通知して、目的とする物理ＦＢＡトラック
８５にヘッドを位置付けるシークを行う。
【０１１５】ディスクモジュール４０のシークが完了す
ると、デバイスアダプタ２２はリードコマンドを発行
し、これによって目標トラックのトラックデータがディ
スクモジュール４０から読み出され、キャッシュメモリ
２６上にキャッシュブロック７４として展開されるステ
ージングが行われる。キャッシュメモリ２６に対する位
置アドレスＣＣＨＨのトラックデータのステージングが
行われると、ステップＳ９のキャッシュ判定結果は、ス
テップＳ１０でヒットとなり、これに基づき第２チャネ
ルアダプタ２０はオープンサーバ１４に対する接続要求
を行う。再接続が完了すると、キャッシュメモリ２６に
展開したキャッシュブロック７４の中の先頭ブロックか
ら要求されたブロック長分のデータを読み出して、ステ
ップＳ１１でデータ転送する。そしてステップＳ１２で
正常終了をチェックし、一連の処理を終了する。もし正
常終了でなければ、ステップＳ１３でリトライ等のエラ
ー処理を行うことになる。
ると、デバイスアダプタ２２はリードコマンドを発行
し、これによって目標トラックのトラックデータがディ
スクモジュール４０から読み出され、キャッシュメモリ
２６上にキャッシュブロック７４として展開されるステ
ージングが行われる。キャッシュメモリ２６に対する位
置アドレスＣＣＨＨのトラックデータのステージングが
行われると、ステップＳ９のキャッシュ判定結果は、ス
テップＳ１０でヒットとなり、これに基づき第２チャネ
ルアダプタ２０はオープンサーバ１４に対する接続要求
を行う。再接続が完了すると、キャッシュメモリ２６に
展開したキャッシュブロック７４の中の先頭ブロックか
ら要求されたブロック長分のデータを読み出して、ステ
ップＳ１１でデータ転送する。そしてステップＳ１２で
正常終了をチェックし、一連の処理を終了する。もし正
常終了でなければ、ステップＳ１３でリトライ等のエラ
ー処理を行うことになる。
【０１１６】ステップＳ６でミスヒットを判定した際の
ステップＳ７からＳ１１におけるディスクモジュール４
０からキャッシュメモリ２６に対するステージングとオ
ープンサーバ１４に対するリードデータの転送は、実際
には並列的に行われる。即ちデバイスアダプタ２２はア
ドレス変換部８２で変換した位置アドレスＣＣＨＨに基
づく先頭物理ＦＢＡブロック番号Ｘによるシーク完了で
１ＣＫＤトラック分の物理ＦＢＡブロックをディスクモ
ジュール４０から読み取って内蔵したデータバッファに
記憶しながら、このデータバッファより１論理ＦＢＡブ
ロック単位にキャッシュメモリ２６に展開する。キャッ
シュメモリ２６上に１論理ＦＢＡブロック分のデータが
記憶されるごとに、記憶完了をキャッシュ管理テーブル
書き込む。
ステップＳ７からＳ１１におけるディスクモジュール４
０からキャッシュメモリ２６に対するステージングとオ
ープンサーバ１４に対するリードデータの転送は、実際
には並列的に行われる。即ちデバイスアダプタ２２はア
ドレス変換部８２で変換した位置アドレスＣＣＨＨに基
づく先頭物理ＦＢＡブロック番号Ｘによるシーク完了で
１ＣＫＤトラック分の物理ＦＢＡブロックをディスクモ
ジュール４０から読み取って内蔵したデータバッファに
記憶しながら、このデータバッファより１論理ＦＢＡブ
ロック単位にキャッシュメモリ２６に展開する。キャッ
シュメモリ２６上に１論理ＦＢＡブロック分のデータが
記憶されるごとに、記憶完了をキャッシュ管理テーブル
書き込む。
【０１１７】第２チャネルアダプタ２０は常にキャッシ
ュメモリ２６側のキャッシュ管理テーブルを参照してお
り、１論理ＦＢＡブロック分の書き込み完了を認識する
と、オープンサーバ１４のリードコマンドで指示された
論理ブロックアドレスを含む論理ＦＢＡブロックか否
か、その先頭に設けられたＣＯＦ用ＩＤ部を参照して検
索し、存在する場合にはキャッシュメモリ２６から該当
するブロックを読み出してオープンサーバ１４に転送す
る。
ュメモリ２６側のキャッシュ管理テーブルを参照してお
り、１論理ＦＢＡブロック分の書き込み完了を認識する
と、オープンサーバ１４のリードコマンドで指示された
論理ブロックアドレスを含む論理ＦＢＡブロックか否
か、その先頭に設けられたＣＯＦ用ＩＤ部を参照して検
索し、存在する場合にはキャッシュメモリ２６から該当
するブロックを読み出してオープンサーバ１４に転送す
る。
【０１１８】これによってディスクモジュール４０から
キャッシュメモリ２６に対する論理ＦＢＡブロックの書
込みとキャッシュメモリ２６からオープンサーバ１４に
対する読出データの転送を並行して実行することができ
る。図１８は、図１７のステップＳ２の第２チャネルア
ダプタ２０に設けたアドレス変換部６０によるオープン
サーバ１４からのコマンドパラメータとして受信された
ＦＢＡフォーマットに従った論理ブロックアドレスＬＢ
ＡからＣＫＤフォーマットの位置アドレスＣＣＨＨにア
ドレス変換するための処理である。
キャッシュメモリ２６に対する論理ＦＢＡブロックの書
込みとキャッシュメモリ２６からオープンサーバ１４に
対する読出データの転送を並行して実行することができ
る。図１８は、図１７のステップＳ２の第２チャネルア
ダプタ２０に設けたアドレス変換部６０によるオープン
サーバ１４からのコマンドパラメータとして受信された
ＦＢＡフォーマットに従った論理ブロックアドレスＬＢ
ＡからＣＫＤフォーマットの位置アドレスＣＣＨＨにア
ドレス変換するための処理である。
【０１１９】まずステップＳ１で、受信した論理アドレ
スＬＢＡからディスクモジュール４０の論理ブロックア
ドレスからディスクモジュール４０の物理ブロックアド
レスに前記（３）式に従って変換する。この実施形態に
あっては、論理ブロックサイズと物理ブロックサイズは
共に５１２バイトであることから、論理アドレスはその
まま物理アドレスとして扱うことができる。続いてステ
ップＳ２に進み、ＣＫＤフォーマットにおけるシリンダ
アドレスＣＣを前記（４）式により獲得する。
スＬＢＡからディスクモジュール４０の論理ブロックア
ドレスからディスクモジュール４０の物理ブロックアド
レスに前記（３）式に従って変換する。この実施形態に
あっては、論理ブロックサイズと物理ブロックサイズは
共に５１２バイトであることから、論理アドレスはその
まま物理アドレスとして扱うことができる。続いてステ
ップＳ２に進み、ＣＫＤフォーマットにおけるシリンダ
アドレスＣＣを前記（４）式により獲得する。
【０１２０】更にステップＳ３で、ステップＳ２で獲得
したシリンダアドレスＣＣの算出で求めた余りを使用し
てＣＫＤフォーマットのヘッドアドレスＨＨを前記
（５）式で獲得する。このステップＳ１〜Ｓ３のアドレ
ス変換により、ディスクモジュール４０からＣＫＤフォ
ーマットのトラックデータをキャッシュメモリ２６にス
テージングするための位置アドレスＣＣＨＨが得られ
る。
したシリンダアドレスＣＣの算出で求めた余りを使用し
てＣＫＤフォーマットのヘッドアドレスＨＨを前記
（５）式で獲得する。このステップＳ１〜Ｓ３のアドレ
ス変換により、ディスクモジュール４０からＣＫＤフォ
ーマットのトラックデータをキャッシュメモリ２６にス
テージングするための位置アドレスＣＣＨＨが得られ
る。
【０１２１】ステップＳ４は、キャッシュメモリ２６上
にディスクモジュール４０から位置アドレスＣＣＨＨの
１ＣＫＤトラックデータがステージングされた状態でオ
ープンサーバ１４からの論理ブロックアドレスに対応す
るレコード番号Ｒｎとセクタ番号ＳＳ（ブロック番号）
を獲得する。このステップＳ４の処理は、図１９のサブ
ルーチンのようになる。まずステップＳ１で図１８のス
テップＳ３のヘッドアドレスＨＨの獲得で得られた余り
を読み込み、ステップＳ２で、この余りから１ＣＫＤト
ラックデータのＲ１レコードのブロック数を引いた値が
０に等しいかそれより小さいマイナスの値を持つか否か
チェックする。
にディスクモジュール４０から位置アドレスＣＣＨＨの
１ＣＫＤトラックデータがステージングされた状態でオ
ープンサーバ１４からの論理ブロックアドレスに対応す
るレコード番号Ｒｎとセクタ番号ＳＳ（ブロック番号）
を獲得する。このステップＳ４の処理は、図１９のサブ
ルーチンのようになる。まずステップＳ１で図１８のス
テップＳ３のヘッドアドレスＨＨの獲得で得られた余り
を読み込み、ステップＳ２で、この余りから１ＣＫＤト
ラックデータのＲ１レコードのブロック数を引いた値が
０に等しいかそれより小さいマイナスの値を持つか否か
チェックする。
【０１２２】ここで図１２に示したように、１ＣＫＤト
ラックデータのＲ１レコードの物理ＦＢＡブロック数は
４０ブロックであり、シリンダアドレスの算出で得られ
た余りが４０ブロック以下であれば、そのブロックはＲ
１レコード部に存在することが分かる。この場合にはス
テップＳ３に進み、レコード番号＝Ｒ１を認識し、更に
ステップＳ４でセクタ番号＝ステップＳ１のシリンダア
ドレス算出の余りで決まるブロックを獲得する。
ラックデータのＲ１レコードの物理ＦＢＡブロック数は
４０ブロックであり、シリンダアドレスの算出で得られ
た余りが４０ブロック以下であれば、そのブロックはＲ
１レコード部に存在することが分かる。この場合にはス
テップＳ３に進み、レコード番号＝Ｒ１を認識し、更に
ステップＳ４でセクタ番号＝ステップＳ１のシリンダア
ドレス算出の余りで決まるブロックを獲得する。
【０１２３】一方、ステップＳ２で余りからＲ１レコー
ド部のブロック数４０を差し引いた値が１以上であった
場合には、この場合には該当ブロックはＲ２レコード部
の４１〜８０ブロックのいずれかであることから、ステ
ップＳ５に進み、レコード番号＝Ｒ２とし、更にステッ
プＳ６でセクタ番号として余りからＲ１レコードのブロ
ック数４０を差し引いた値を獲得する。
ド部のブロック数４０を差し引いた値が１以上であった
場合には、この場合には該当ブロックはＲ２レコード部
の４１〜８０ブロックのいずれかであることから、ステ
ップＳ５に進み、レコード番号＝Ｒ２とし、更にステッ
プＳ６でセクタ番号として余りからＲ１レコードのブロ
ック数４０を差し引いた値を獲得する。
【０１２４】図２０は、図５においてオープンサーバ１
４からディスクコントロールユニット１０がライトコマ
ンドを受信した場合のフローチャートである。ステップ
Ｓ１で第２チャネルアダプタ２０がライトコマンドを受
信すると、ステップＳ２でコマンドパラメータとして得
られた論理ブロックアドレスＬＢＡをＣＫＤフォーマッ
トの位置アドレスＣＣＨＨに変換する。続いてステップ
Ｓ３でリソースマネジャー３０が内部制御テーブルに、
受信したライトコマンドに対応した位置アドレスＣＣＨ
Ｈ及びコマンド種別などのパラメータを登録し、ステッ
プＳ４でライトコマンドの対象となったファイルデータ
の連続領域を認識するエクステントのチェックを行う。
４からディスクコントロールユニット１０がライトコマ
ンドを受信した場合のフローチャートである。ステップ
Ｓ１で第２チャネルアダプタ２０がライトコマンドを受
信すると、ステップＳ２でコマンドパラメータとして得
られた論理ブロックアドレスＬＢＡをＣＫＤフォーマッ
トの位置アドレスＣＣＨＨに変換する。続いてステップ
Ｓ３でリソースマネジャー３０が内部制御テーブルに、
受信したライトコマンドに対応した位置アドレスＣＣＨ
Ｈ及びコマンド種別などのパラメータを登録し、ステッ
プＳ４でライトコマンドの対象となったファイルデータ
の連続領域を認識するエクステントのチェックを行う。
【０１２５】続いてステップＳ５でコマンドパラメータ
として得られたＳＣＳＩ論理機番＃ｉと位置アドレスＣ
ＣＨＨをハッシュパラメータとしたポインタの生成でハ
ッシュテーブルを検索するキャッシュ判定を行う。この
キャッシュ判定によりキャッシュメモリ２６上に該当デ
ータが存在すれば、ステップＳ６でヒット判定となり、
ステップＳ１１でキャッシュメモリ２６上でオープンサ
ーバ１４から受信したデータによる該当ブロックのデー
タライトを行う。
として得られたＳＣＳＩ論理機番＃ｉと位置アドレスＣ
ＣＨＨをハッシュパラメータとしたポインタの生成でハ
ッシュテーブルを検索するキャッシュ判定を行う。この
キャッシュ判定によりキャッシュメモリ２６上に該当デ
ータが存在すれば、ステップＳ６でヒット判定となり、
ステップＳ１１でキャッシュメモリ２６上でオープンサ
ーバ１４から受信したデータによる該当ブロックのデー
タライトを行う。
【０１２６】一方、ステップＳ６でキャッシュメモリ２
６上に該当データが存在せずにミスヒットとなった場合
には、ステップＳ７でチャネルアダプタ２０のオープン
サーバ１４との接続を切り離し、位置アドレスＣＣＨＨ
によるディスクモジュール４０のシークをステップＳ８
でデバイスアダプタ２２に指示し、ディスクモジュール
４０から該当するトラックデータのキャッシュメモリ２
６に対するステージングを行う。このステージングによ
りステップＳ９でヒット判定を行ったとすると、ステッ
プＳ１０でキャッシュヒットとなり、第２チャネルアダ
プタ２０からの接続要求でオープンサーバ１４から転送
されたライトデータをキャッシュメモリ１１上でステー
ジングしたＣＫＤトラックデータの該当ブロックに書き
込むデータライトをステップＳ１１で行う。
６上に該当データが存在せずにミスヒットとなった場合
には、ステップＳ７でチャネルアダプタ２０のオープン
サーバ１４との接続を切り離し、位置アドレスＣＣＨＨ
によるディスクモジュール４０のシークをステップＳ８
でデバイスアダプタ２２に指示し、ディスクモジュール
４０から該当するトラックデータのキャッシュメモリ２
６に対するステージングを行う。このステージングによ
りステップＳ９でヒット判定を行ったとすると、ステッ
プＳ１０でキャッシュヒットとなり、第２チャネルアダ
プタ２０からの接続要求でオープンサーバ１４から転送
されたライトデータをキャッシュメモリ１１上でステー
ジングしたＣＫＤトラックデータの該当ブロックに書き
込むデータライトをステップＳ１１で行う。
【０１２７】ステップＳ１１でキャッシュメモリ２６上
でのデータライトの終了をチェックし、ステップＳ１２
で正常終了であれば、一連の処理を終了する。もし正常
終了でなかった場合には、ステップＳ１３でリトライ等
のエラー処理を行う。このライトコマンド受信における
ステップＳ６でキャッシュミスヒットとなった場合のス
テップＳ７〜Ｓ１１のディスクモジュール４０からキャ
ッシュメモリ２６にＣＫＤトラックデータをステージン
グしてライトデータを書き込む処理についても、キャッ
シュメモリ２６に１論理ＦＢＡブロックを展開するごと
にチャネルアダプタ２０がそのＣＯＦ用ＩＤ部をチェッ
クし、該当ブロックが存在すれば書込みを行うことで、
キャッシュメモリ２６に対するディスクモジュール４０
からのステージングと、ステージングされた論理ＦＢＡ
ブロックに対するチャネルアダプタ２０からのデータラ
イトを並行して実行することができる。
でのデータライトの終了をチェックし、ステップＳ１２
で正常終了であれば、一連の処理を終了する。もし正常
終了でなかった場合には、ステップＳ１３でリトライ等
のエラー処理を行う。このライトコマンド受信における
ステップＳ６でキャッシュミスヒットとなった場合のス
テップＳ７〜Ｓ１１のディスクモジュール４０からキャ
ッシュメモリ２６にＣＫＤトラックデータをステージン
グしてライトデータを書き込む処理についても、キャッ
シュメモリ２６に１論理ＦＢＡブロックを展開するごと
にチャネルアダプタ２０がそのＣＯＦ用ＩＤ部をチェッ
クし、該当ブロックが存在すれば書込みを行うことで、
キャッシュメモリ２６に対するディスクモジュール４０
からのステージングと、ステージングされた論理ＦＢＡ
ブロックに対するチャネルアダプタ２０からのデータラ
イトを並行して実行することができる。
【０１２８】また図２０のキャッシュメモリ２６のデー
タライトにあっては、ステップＳ６でキャッシュヒット
となってステップＳ１１でキャッシュ上のデータライト
が行われた場合には、キャッシュ管理テーブルに設けて
いるライトバックフラグをオンにセットしておく。図２
１は、キャッシュメモリ２６上でデータ書込みが行われ
たＣＫＤトラックデータを、ディスクモジュール４０に
書き戻すためのライトバック処理のフローチャートであ
る。
タライトにあっては、ステップＳ６でキャッシュヒット
となってステップＳ１１でキャッシュ上のデータライト
が行われた場合には、キャッシュ管理テーブルに設けて
いるライトバックフラグをオンにセットしておく。図２
１は、キャッシュメモリ２６上でデータ書込みが行われ
たＣＫＤトラックデータを、ディスクモジュール４０に
書き戻すためのライトバック処理のフローチャートであ
る。
【０１２９】図５のディスクコントロールユニット１０
に設けられたリソースマネジャー３０は、ステップＳ１
でライトバックのスケジューリングを行う。このスケジ
ューリングは、キャッシュメモリ２６側のキャッシュ管
理テーブルを参照し、ライトバックフラグがオンとなっ
ているキャッシュブロックを認識してライトバックのス
ケジュールリストにそのエントリアドレス等を登録す
る。
に設けられたリソースマネジャー３０は、ステップＳ１
でライトバックのスケジューリングを行う。このスケジ
ューリングは、キャッシュメモリ２６側のキャッシュ管
理テーブルを参照し、ライトバックフラグがオンとなっ
ているキャッシュブロックを認識してライトバックのス
ケジュールリストにそのエントリアドレス等を登録す
る。
【０１３０】続いてステップＳ２でデバイスアダプタ２
２が空き状態となるレディ状態を監視しており、レディ
状態になるとライトバックのためにデバイス選択を行
う。続いてステップＳ３で、ライトバックのスケジュー
ルリストの先頭にあるキャッシュブロックの位置アドレ
スＣＣＨＨを選択したデバイスアダプタ２２のアドレス
変換部８２に与えて、前記（１）式によりディスクモジ
ュール４０の先頭論理ＦＢＡブロック番号Ｘに変換し、
ステップＳ４において、選択したデバイスアダプタ２２
にライトコマンドを発行する。
２が空き状態となるレディ状態を監視しており、レディ
状態になるとライトバックのためにデバイス選択を行
う。続いてステップＳ３で、ライトバックのスケジュー
ルリストの先頭にあるキャッシュブロックの位置アドレ
スＣＣＨＨを選択したデバイスアダプタ２２のアドレス
変換部８２に与えて、前記（１）式によりディスクモジ
ュール４０の先頭論理ＦＢＡブロック番号Ｘに変換し、
ステップＳ４において、選択したデバイスアダプタ２２
にライトコマンドを発行する。
【０１３１】更にステップＳ５で、キャッシュメモリ２
６から選択したデバイス２２にライトバックの対象とな
るキャッシュブロックの１ＣＫＤトラックデータを転送
する。これによってデバイスアダプタ２２は、ディスク
モジュール４０に対しライトバックのためのライトコマ
ンドを指令する。この状態でデバイスアダプタ２２は、
ステップＳ６でディスクモジュール４０の接続を切り離
し、ステップＳ７でディスクモジュール４０に対するス
テータスコマンドで状態監視を行う。
６から選択したデバイス２２にライトバックの対象とな
るキャッシュブロックの１ＣＫＤトラックデータを転送
する。これによってデバイスアダプタ２２は、ディスク
モジュール４０に対しライトバックのためのライトコマ
ンドを指令する。この状態でデバイスアダプタ２２は、
ステップＳ６でディスクモジュール４０の接続を切り離
し、ステップＳ７でディスクモジュール４０に対するス
テータスコマンドで状態監視を行う。
【０１３２】ディスクモジュール４０側でライトバック
データの正常書込みが終了すると、ステップＳ８で正常
終了を認識し、ステップＳ９でキャッシュメモリ２６側
のキャッシュ管理テーブルにおけるライトバックが済ん
だキャッシュブロックのライトバックフラグをオフに戻
す。ステップＳ８でディスクモジュール４０のライト動
作が正常終了でなかった場合には、ステップＳ１０に進
み、ディスクモジュール４０に対するライトコマンドの
再発行によるリトライ等のエラー処理を行う。
データの正常書込みが終了すると、ステップＳ８で正常
終了を認識し、ステップＳ９でキャッシュメモリ２６側
のキャッシュ管理テーブルにおけるライトバックが済ん
だキャッシュブロックのライトバックフラグをオフに戻
す。ステップＳ８でディスクモジュール４０のライト動
作が正常終了でなかった場合には、ステップＳ１０に進
み、ディスクモジュール４０に対するライトコマンドの
再発行によるリトライ等のエラー処理を行う。
【０１３３】このようなキャッシュメモリ２６上で書き
替えられたＣＫＤトラックデータをディスクモジュール
４０に書き戻すライトバックを行うことで、常にキャッ
シュメモリ２６上のＣＫＤトラックデータとディスクモ
ジュール４０側にＦＢＡブロックで分割されて記憶され
ているＣＫＤトラックデータとの同一性を確保すること
ができる。
替えられたＣＫＤトラックデータをディスクモジュール
４０に書き戻すライトバックを行うことで、常にキャッ
シュメモリ２６上のＣＫＤトラックデータとディスクモ
ジュール４０側にＦＢＡブロックで分割されて記憶され
ているＣＫＤトラックデータとの同一性を確保すること
ができる。
【０１３４】更にキャッシュメモリ２６上のデータは、
オープンサーバ１４からのアクセスがないとＬＲＵアル
ゴリズムによりキャッシュメモリ２６から除去されるキ
ャッシュ追い出しを行うが、このキャッシュ追い出しの
際に、もしライトバックフラグがオンであれば、優先的
にライトバックを実行した後にキャッシュメモリ２６上
からクリアする。
オープンサーバ１４からのアクセスがないとＬＲＵアル
ゴリズムによりキャッシュメモリ２６から除去されるキ
ャッシュ追い出しを行うが、このキャッシュ追い出しの
際に、もしライトバックフラグがオンであれば、優先的
にライトバックを実行した後にキャッシュメモリ２６上
からクリアする。
【０１３５】尚、上記の実施形態は、オープンサーバ１
４による日常的な運用によるディスクモジュール４０に
対するアクセスをディスクコントロールユニット１０で
処理し、オープンサーバ１４によるディスクモジュール
４０上に作成されたデータのバックアップをグローバル
サーバ１２で行うようにした運用形態での制御を例にと
っているが、ディスクコントロールユニット１０に対し
グローバルサーバ１２とオープンサーバ１４のアクセス
を競合させない運用形態であれば、オープンサーバ１４
による運用とグローバルサーバ１２によるバックアップ
に限定されず、適宜の運用形態にそのまま適用すること
ができる。
４による日常的な運用によるディスクモジュール４０に
対するアクセスをディスクコントロールユニット１０で
処理し、オープンサーバ１４によるディスクモジュール
４０上に作成されたデータのバックアップをグローバル
サーバ１２で行うようにした運用形態での制御を例にと
っているが、ディスクコントロールユニット１０に対し
グローバルサーバ１２とオープンサーバ１４のアクセス
を競合させない運用形態であれば、オープンサーバ１４
による運用とグローバルサーバ１２によるバックアップ
に限定されず、適宜の運用形態にそのまま適用すること
ができる。
【０１３６】また上記の実施形態にあっては、グローバ
ルサーバ１２で初期化するディスクモジュール４０上の
１ＣＫＤトラックフォーマットはＲ１レコードとＲ２レ
コードの２レコードを例にとっているが、このレコード
数も必要に応じて適宜に定めることができる。もちろ
ん、ＦＢＡフォーマットにおける論理ＦＢＡブロック及
びディスクモジュール４０の物理ＦＢＡブロックのブロ
ックサイズも必要に応じて適宜に定めることができ、実
施例による数値限定は受けない。
ルサーバ１２で初期化するディスクモジュール４０上の
１ＣＫＤトラックフォーマットはＲ１レコードとＲ２レ
コードの２レコードを例にとっているが、このレコード
数も必要に応じて適宜に定めることができる。もちろ
ん、ＦＢＡフォーマットにおける論理ＦＢＡブロック及
びディスクモジュール４０の物理ＦＢＡブロックのブロ
ックサイズも必要に応じて適宜に定めることができ、実
施例による数値限定は受けない。
【０１３７】更に本発明は、その目的と利点を損なわな
い範囲で適宜の変形を含む。
い範囲で適宜の変形を含む。
【０１３８】
【発明の効果】以上説明してきたように本発明によれ
ば、ＣＫＤフォーマットの上位装置とＦＢＡフォーマッ
トの上位装置を専用のチャネルアダプタにより個別に接
続可能とし、ディスク制御は上位装置のＣＫＤフォーマ
ットとディスク装置のＦＢＡフォーマットの変換機能を
基本とし、ＦＢＡフォーマットの上位装置からのアクセ
スについて、ディスク制御内でのＣＫＤフォーマットへ
の変換機能を持たせたことで、ＣＫＤフォーマットとＦ
ＢＡフォーマットの上位装置にディスク装置の資源を共
用させることができる。
ば、ＣＫＤフォーマットの上位装置とＦＢＡフォーマッ
トの上位装置を専用のチャネルアダプタにより個別に接
続可能とし、ディスク制御は上位装置のＣＫＤフォーマ
ットとディスク装置のＦＢＡフォーマットの変換機能を
基本とし、ＦＢＡフォーマットの上位装置からのアクセ
スについて、ディスク制御内でのＣＫＤフォーマットへ
の変換機能を持たせたことで、ＣＫＤフォーマットとＦ
ＢＡフォーマットの上位装置にディスク装置の資源を共
用させることができる。
【０１３９】特にＣＫＤフォーマットの上位装置として
オープンフレームとして知られたグローバルサーバを接
続し、一方、ＦＢＡフォーマットの上位装置としてＭＵ
ＩＸ−ＰＣ等のオープンサーバを接続し、日常的な運用
はオープンサーバのアクセスで行い、オープンサーバに
よるアクセスでディスク装置に生成されたデータのバッ
クアップをグローバルサーバからのアクセスで行うこと
で、任意フレームとしてのグローバルサーバの持つ大容
量データの高速処理性能と高信頼性の実現と、オープン
サーバの持つ日常的なトランザクションの高さという利
点を生かした資源の共用化を達成することができる。
オープンフレームとして知られたグローバルサーバを接
続し、一方、ＦＢＡフォーマットの上位装置としてＭＵ
ＩＸ−ＰＣ等のオープンサーバを接続し、日常的な運用
はオープンサーバのアクセスで行い、オープンサーバに
よるアクセスでディスク装置に生成されたデータのバッ
クアップをグローバルサーバからのアクセスで行うこと
で、任意フレームとしてのグローバルサーバの持つ大容
量データの高速処理性能と高信頼性の実現と、オープン
サーバの持つ日常的なトランザクションの高さという利
点を生かした資源の共用化を達成することができる。
【０１４０】更に、単にフォーマットを変換するだけで
なく、フォーマットに特徴を持たせた故に、処理の高速
化を図ることができる。以上の説明に関して更に以下の
項目を開示する。 （１）ディスク制御装置に於いて、アドレス変換部は、
論理ブロックの論理アドレスに対応した物理ブロックの
物理アドレスを、 物理アドレス＝論理アドレス×（論理ブロックサイズ／
物理ブロックサイズ） により算出し、次にＣＫＤフォーマットのシリンダ番号
を、 シリンダ番号＝｛物理アドレス＋１トラック内ブロック
数×（１シリンダのトラック数＋１）｝／（１トラック
内ブロック数×１シリンダのトラック数） の商として算出し、次にＣＫＤフォーマットのトラック
番号を、前記シリンダ番号を算出した際に得られた余り
を１トラック内のブロック数で割った商として求め、更
に、ＣＫＤフォーマットのセクタ番号を前記シリンダ番
号を算出した際に得られた余りと各レコードの物理ブロ
ック数から求める。 （２）第１項のディスク制御装置に於いて、前記第２上
位装置による日常的な業務を運用するためアクセスコマ
ンドを処理し、前記第１上位装置によるバックアップの
ためのアクセスコマンドを処理する。 （３）第２項のディスク制御装置に於いて、前記リソー
スマネジャーは、前記第１上位装置から初期化コマンド
が指令された際に、前記ディスク装置の各トラックを、
１ＣＫＤトラックを複数のＦＢＡブロックに分割して各
ＦＢＡブロックの所定位置に該ＦＢＡブロックに含まれ
るレコードの番号と該レコード位置との対応関係を示す
ＩＤ部を配置したトラックフォーマットのデータセット
の書込みにより初期化する初期化処理部を備える。 （４）第３項のディスク制御装置に於いて、前記初期化
処理部によるディスク装置のトラックフォーマットは、
１ＣＫＤトラックを前記ディスク装置の物理ＦＢＡブロ
ックの整数倍となる論理ＦＢＡブロックで複数に分割
し、各論理ＦＢＡブロックの先頭の物理ＦＢＡブロック
の対応位置に前記ＩＤ部を配置し、２番目以降の物理Ｆ
ＢＡブロックの対応位置にレコード部を後詰めで配置す
る。 （５）第４項のディスク制御装置に於いて、前記１ＣＫ
Ｄトラックは、ホームアドレスＨＡ、システム領域とし
てのＲＯレコード、及びユーザ領域としてのＲ１レコー
ドとＲ２レコードを有し、前記初期化処理部によるディ
スク装置のトラックフォーマットは、１ＣＫＤトラック
を前記ディスク装置の物理ＦＢＡブロックの整数倍とな
る論理ＦＢＡブロックで複数に分割し、先頭論理ＦＢＡ
ブロックに前記ホームアドレスＨＡとＲＯレコードを配
置し、残りの論理ＦＢＡブロックに後詰めで前記Ｒ１レ
コードとＲ２レコードを配置する。 （６）第５項のディスク制御装置に於いて、前記物理Ｆ
ＢＡブロックは５１２バイトであり、前記各論理ＦＢＡ
ブロックは８倍の４０９６バイトであり、１トラックは
前記論理ＦＢＡブロックの１３倍の５３キロバイトであ
り、更に前記ＲＩレコードとＲ２レコードの各々は前記
物理ＦＢＡブロックの４５倍の２３キロバイトである。 （７）第６項のディスク制御装置に於いて、前記初期化
処理部により前記ディスク装置をフォーマットする際
に、前記第２上位装置による前記第２ホストアダプタに
対するアクセスを停止させる。 （８）第７項のディスク制御装置に於いて、前記初期化
処理部により前記ディスク装置をフォーマットが終了し
た後は、前記第１装置による前記第１ホストアダプタに
対するアクセスを停止させ、前記第２上位装置による前
記第２ホストアダプタに対するアクセスのみを有効とし
て運用させる。 （９）第８項のディスク制御装置に於いて、前記第２上
位装置による前記第２ホストアダプタに対するアクセス
のみを有効とした運用中に、前記第２上位装置によるア
クセスを一次中断させ、前記第１上位装置からのコマン
ドにより前記リソースマネジャーは前記ディスク装置の
データを転送してバックアップさせる。 （１０）第９項のディスク制御装置に於いて、前記リソ
ースマネジャーは、前記ボリューム定義情報の参照によ
りＦＢＡフォーマットの論理ボリュームに対応する１又
は複数のＣＫＤフォーマットの論理ボリュームをバック
アップする。 （１１）ディスク制御装置の制御方法に於いて、アドレ
ス変換過程は、論理ブロックの論理アドレスに対応した
物理ブロックの物理アドレスを、 物理アドレス＝論理アドレス×（論理ブロックサイズ／
物理ブロックサイズ） より算出し、次にＣＫＤフォーマットのシリンダ番号
を、 シリンダ番号＝｛物理アドレス＋１トラック内ブロック
数×（１シリンダのトラック数＋１）｝／（１トラック
内ブロック数×１シリンダのトラック数） の商として算出し、次にＣＫＤフォーマットのトラック
番号を、前記シリンダ番号を算出した際に得られた余り
を１トラック内のブロック数で割った商として求め、更
に、ＣＫＤフォーマットのセクタ番号を前記シリンダ番
号を算出した際に得られた余りと各レコードの物理ブロ
ック数から求めたことを特徴とするディスク制御方法。 （１２）第１１項の制御方法に於いて、前記第２上位装
置による日常的な業務を運用するためアクセスコマンド
を処理し、前記第１上位装置によるバックアップのため
のアクセスコマンドを処理する。 （１３）第１２項の制御方法に於いて、前記第１上位装
置から初期化コマンドが指令された際に、前記ディスク
装置の各トラックを、１ＣＫＤトラックを複数のＦＢＡ
ブロックに分割して各ＦＢＡブロックの所定位置に該Ｆ
ＢＡブロックに含まれるレコードの番号と該レコード位
置との対応関係を示すＩＤ部を配置したフォーマットデ
ータセットの書込みにより初期化する初期化処理過程を
設ける。 （１４）第１３項の制御方法に於いて、前記初期化処理
過程でのディスク装置のトラックフォーマットは、１Ｃ
ＫＤトラックを前記ディスク装置の物理ＦＢＡブロック
の整数倍となる論理ＦＢＡブロックで複数に分割し、各
論理ＦＢＡブロックの先頭の物理ＦＢＡブロックの対応
位置に前記ＩＤ部を配置し、２番目以降の物理ＦＢＡブ
ロックの対応位置にレコード部を後詰めで配置する。 （１５）第１４項の制御方法に於いて、前記１ＣＫＤト
ラックは、ホームアドレスＨＡ、システム領域としての
ＲＯレコード、及びユーザ領域としてのＲ１レコードと
Ｒ２レコードを有し、前記初期化処理過程によるディス
ク装置のトラックフォーマットは、１ＣＫＤトラックを
前記ディスク装置の物理ＦＢＡブロックの整数倍となる
論理ＦＢＡブロックで複数に分割し、先頭論理ＦＢＡブ
ロックに前記ホームアドレスＨＡとＲＯレコードを配置
し、残りの論理ＦＢＡブロックに後詰めで前記Ｒ１レコ
ードとＲ２レコードを配置する。 （１６）第１５項の制御方法に於いて、前記物理ＦＢＡ
ブロックは５１２バイトであり、前記各論理ＦＢＡブロ
ックは８倍の４０９６バイトであり、１トラックは前記
論理ＦＢＡブロックの１３倍の５３キロバイトであり、
更に前記ＲＩレコードとＲ２レコードの各々は前記物理
ＦＢＡブロックの４５倍の２３キロバイトである。 （１７）第１６項の制御方法に於いて、前記初期化処理
過程で前記ディスク装置をフォーマットする際に、前記
第２上位装置による前記第２ホストアダプタに対するア
クセスを停止させる。 （１８）第１７項の制御方法に於いて、前記初期化処理
過程で前記ディスク装置をフォーマットが終了した後
は、前記第１装置による前記第１ホストアダプタに対す
るアクセスを停止させ、前記第２上位装置による前記第
２ホストアダプタに対するアクセスのみを有効として運
用させる。 （１９）第１８項の制御方法に於いて、前記第２上位装
置による前記第２ホストアダプタに対するアクセスのみ
を有効とした運用中に、前記第２上位装置によるアクセ
スを一次中断させ、前記第１上位装置からのコマンドに
基づき前記ディスク装置のデータを転送してバックアッ
プさせる。 （２０）第１９項の制御方法に於いて、前記ボリューム
定義情報の参照によりＦＢＡフォーマットの論理ボリュ
ームに対応する１又は複数のＣＫＤフォーマットの論理
ボリュームをバックアップする。
なく、フォーマットに特徴を持たせた故に、処理の高速
化を図ることができる。以上の説明に関して更に以下の
項目を開示する。 （１）ディスク制御装置に於いて、アドレス変換部は、
論理ブロックの論理アドレスに対応した物理ブロックの
物理アドレスを、 物理アドレス＝論理アドレス×（論理ブロックサイズ／
物理ブロックサイズ） により算出し、次にＣＫＤフォーマットのシリンダ番号
を、 シリンダ番号＝｛物理アドレス＋１トラック内ブロック
数×（１シリンダのトラック数＋１）｝／（１トラック
内ブロック数×１シリンダのトラック数） の商として算出し、次にＣＫＤフォーマットのトラック
番号を、前記シリンダ番号を算出した際に得られた余り
を１トラック内のブロック数で割った商として求め、更
に、ＣＫＤフォーマットのセクタ番号を前記シリンダ番
号を算出した際に得られた余りと各レコードの物理ブロ
ック数から求める。 （２）第１項のディスク制御装置に於いて、前記第２上
位装置による日常的な業務を運用するためアクセスコマ
ンドを処理し、前記第１上位装置によるバックアップの
ためのアクセスコマンドを処理する。 （３）第２項のディスク制御装置に於いて、前記リソー
スマネジャーは、前記第１上位装置から初期化コマンド
が指令された際に、前記ディスク装置の各トラックを、
１ＣＫＤトラックを複数のＦＢＡブロックに分割して各
ＦＢＡブロックの所定位置に該ＦＢＡブロックに含まれ
るレコードの番号と該レコード位置との対応関係を示す
ＩＤ部を配置したトラックフォーマットのデータセット
の書込みにより初期化する初期化処理部を備える。 （４）第３項のディスク制御装置に於いて、前記初期化
処理部によるディスク装置のトラックフォーマットは、
１ＣＫＤトラックを前記ディスク装置の物理ＦＢＡブロ
ックの整数倍となる論理ＦＢＡブロックで複数に分割
し、各論理ＦＢＡブロックの先頭の物理ＦＢＡブロック
の対応位置に前記ＩＤ部を配置し、２番目以降の物理Ｆ
ＢＡブロックの対応位置にレコード部を後詰めで配置す
る。 （５）第４項のディスク制御装置に於いて、前記１ＣＫ
Ｄトラックは、ホームアドレスＨＡ、システム領域とし
てのＲＯレコード、及びユーザ領域としてのＲ１レコー
ドとＲ２レコードを有し、前記初期化処理部によるディ
スク装置のトラックフォーマットは、１ＣＫＤトラック
を前記ディスク装置の物理ＦＢＡブロックの整数倍とな
る論理ＦＢＡブロックで複数に分割し、先頭論理ＦＢＡ
ブロックに前記ホームアドレスＨＡとＲＯレコードを配
置し、残りの論理ＦＢＡブロックに後詰めで前記Ｒ１レ
コードとＲ２レコードを配置する。 （６）第５項のディスク制御装置に於いて、前記物理Ｆ
ＢＡブロックは５１２バイトであり、前記各論理ＦＢＡ
ブロックは８倍の４０９６バイトであり、１トラックは
前記論理ＦＢＡブロックの１３倍の５３キロバイトであ
り、更に前記ＲＩレコードとＲ２レコードの各々は前記
物理ＦＢＡブロックの４５倍の２３キロバイトである。 （７）第６項のディスク制御装置に於いて、前記初期化
処理部により前記ディスク装置をフォーマットする際
に、前記第２上位装置による前記第２ホストアダプタに
対するアクセスを停止させる。 （８）第７項のディスク制御装置に於いて、前記初期化
処理部により前記ディスク装置をフォーマットが終了し
た後は、前記第１装置による前記第１ホストアダプタに
対するアクセスを停止させ、前記第２上位装置による前
記第２ホストアダプタに対するアクセスのみを有効とし
て運用させる。 （９）第８項のディスク制御装置に於いて、前記第２上
位装置による前記第２ホストアダプタに対するアクセス
のみを有効とした運用中に、前記第２上位装置によるア
クセスを一次中断させ、前記第１上位装置からのコマン
ドにより前記リソースマネジャーは前記ディスク装置の
データを転送してバックアップさせる。 （１０）第９項のディスク制御装置に於いて、前記リソ
ースマネジャーは、前記ボリューム定義情報の参照によ
りＦＢＡフォーマットの論理ボリュームに対応する１又
は複数のＣＫＤフォーマットの論理ボリュームをバック
アップする。 （１１）ディスク制御装置の制御方法に於いて、アドレ
ス変換過程は、論理ブロックの論理アドレスに対応した
物理ブロックの物理アドレスを、 物理アドレス＝論理アドレス×（論理ブロックサイズ／
物理ブロックサイズ） より算出し、次にＣＫＤフォーマットのシリンダ番号
を、 シリンダ番号＝｛物理アドレス＋１トラック内ブロック
数×（１シリンダのトラック数＋１）｝／（１トラック
内ブロック数×１シリンダのトラック数） の商として算出し、次にＣＫＤフォーマットのトラック
番号を、前記シリンダ番号を算出した際に得られた余り
を１トラック内のブロック数で割った商として求め、更
に、ＣＫＤフォーマットのセクタ番号を前記シリンダ番
号を算出した際に得られた余りと各レコードの物理ブロ
ック数から求めたことを特徴とするディスク制御方法。 （１２）第１１項の制御方法に於いて、前記第２上位装
置による日常的な業務を運用するためアクセスコマンド
を処理し、前記第１上位装置によるバックアップのため
のアクセスコマンドを処理する。 （１３）第１２項の制御方法に於いて、前記第１上位装
置から初期化コマンドが指令された際に、前記ディスク
装置の各トラックを、１ＣＫＤトラックを複数のＦＢＡ
ブロックに分割して各ＦＢＡブロックの所定位置に該Ｆ
ＢＡブロックに含まれるレコードの番号と該レコード位
置との対応関係を示すＩＤ部を配置したフォーマットデ
ータセットの書込みにより初期化する初期化処理過程を
設ける。 （１４）第１３項の制御方法に於いて、前記初期化処理
過程でのディスク装置のトラックフォーマットは、１Ｃ
ＫＤトラックを前記ディスク装置の物理ＦＢＡブロック
の整数倍となる論理ＦＢＡブロックで複数に分割し、各
論理ＦＢＡブロックの先頭の物理ＦＢＡブロックの対応
位置に前記ＩＤ部を配置し、２番目以降の物理ＦＢＡブ
ロックの対応位置にレコード部を後詰めで配置する。 （１５）第１４項の制御方法に於いて、前記１ＣＫＤト
ラックは、ホームアドレスＨＡ、システム領域としての
ＲＯレコード、及びユーザ領域としてのＲ１レコードと
Ｒ２レコードを有し、前記初期化処理過程によるディス
ク装置のトラックフォーマットは、１ＣＫＤトラックを
前記ディスク装置の物理ＦＢＡブロックの整数倍となる
論理ＦＢＡブロックで複数に分割し、先頭論理ＦＢＡブ
ロックに前記ホームアドレスＨＡとＲＯレコードを配置
し、残りの論理ＦＢＡブロックに後詰めで前記Ｒ１レコ
ードとＲ２レコードを配置する。 （１６）第１５項の制御方法に於いて、前記物理ＦＢＡ
ブロックは５１２バイトであり、前記各論理ＦＢＡブロ
ックは８倍の４０９６バイトであり、１トラックは前記
論理ＦＢＡブロックの１３倍の５３キロバイトであり、
更に前記ＲＩレコードとＲ２レコードの各々は前記物理
ＦＢＡブロックの４５倍の２３キロバイトである。 （１７）第１６項の制御方法に於いて、前記初期化処理
過程で前記ディスク装置をフォーマットする際に、前記
第２上位装置による前記第２ホストアダプタに対するア
クセスを停止させる。 （１８）第１７項の制御方法に於いて、前記初期化処理
過程で前記ディスク装置をフォーマットが終了した後
は、前記第１装置による前記第１ホストアダプタに対す
るアクセスを停止させ、前記第２上位装置による前記第
２ホストアダプタに対するアクセスのみを有効として運
用させる。 （１９）第１８項の制御方法に於いて、前記第２上位装
置による前記第２ホストアダプタに対するアクセスのみ
を有効とした運用中に、前記第２上位装置によるアクセ
スを一次中断させ、前記第１上位装置からのコマンドに
基づき前記ディスク装置のデータを転送してバックアッ
プさせる。 （２０）第１９項の制御方法に於いて、前記ボリューム
定義情報の参照によりＦＢＡフォーマットの論理ボリュ
ームに対応する１又は複数のＣＫＤフォーマットの論理
ボリュームをバックアップする。
【図１】本発明の原理説明図
【図２】本発明のハードウェア構成のブロック図
【図３】図２のデバイスクラスタの説明図
【図４】図２のチャネルアダプタのハードウェア構成の
ブロック図
ブロック図
【図５】本発明の機能ブロック図
【図６】上位装置から見た論理ディスクモジュールのボ
リューム構成の説明図
リューム構成の説明図
【図７】図５のリソースマネジャーに配置するボリュー
ム定義情報の説明図
ム定義情報の説明図
【図８】ボリューム単位にＣＫＤフォーマットで初期化
された論理ディスクモジュールの説明図
された論理ディスクモジュールの説明図
【図９】本発明におけるＣＫＤトラック、論理ＦＢＡト
ラック及び物理ＦＢＡトラックのフォーマット説明図
ラック及び物理ＦＢＡトラックのフォーマット説明図
【図１０】ＣＫＤトラックの詳細説明図
【図１１】本発明におけるＣＫＤトラックと論理ＦＢＡ
トラックの対応説明図
トラックの対応説明図
【図１２】本発明のＣＫＤトラックをＦＢＡブロックで
複数に分割した本発明の論理ＦＢＡトラックの詳細フォ
ーマットの説明図
複数に分割した本発明の論理ＦＢＡトラックの詳細フォ
ーマットの説明図
【図１３】図１２の論理ＦＢＡブロックの先頭に配置し
たＩＤ部の記憶情報の説明図
たＩＤ部の記憶情報の説明図
【図１４】本発明における論理ＦＢＡトラックと物理Ｆ
ＢＡトラックの対応説明図
ＢＡトラックの対応説明図
【図１５】本発明の論理ＦＢＡブロックにレコード部を
後詰め配置したことによるマージ回避機能の説明図
後詰め配置したことによるマージ回避機能の説明図
【図１６】本発明のディスク制御装置を用いた運用手順
のフローチャート
のフローチャート
【図１７】オープンサーバからのリードアクセスに対す
るディスク制御のフローチャート
るディスク制御のフローチャート
【図１８】オープンサーバからのアクセスに対するアド
レス変換処理のフローチャート
レス変換処理のフローチャート
【図１９】図１８におけるレコード番号とセクタ番号の
獲得処理の詳細のフローチャート
獲得処理の詳細のフローチャート
【図２０】オープンサーバからのライトアクセスに対す
るディスク制御のフローチャート
るディスク制御のフローチャート
【図２１】キャッシュメモリからディスク装置に対する
ライトバック処理のフローチャート
ライトバック処理のフローチャート
１０：ディスク制御装置 １２：グローバルサーバ（第１上位装置：メインフレー
ム） １４：オープンサーバ（第２上位装置） １６−１，１６−２：デバイスクラスタ １８，１８−１，１８−２：第１チャネルアダプタ ２０，２０−１，２０−２：第２チャネルアダプタ ２２，２２−１〜２２−４：デバイスアダプタ ２５−１，２５−２：共通バス ２６，２６−１，２６−２：キャッシュメモリ ２８−１．２８−２：キャッシュ機能エンジン（ＣＦ
Ｅ） ３０：リソースマネジャー（ＲＭ） ３２−１，３２−４，３６−１，３６−２：ＳＣＳＩチ
ャネル装置 ３８−１，３８−２：拡張デバイスアダプタ（ＥＤＡ） ４０：ＦＢＡディスク装置（ドライブモジュールＤＭ） ４２：ＭＰＵ ４４，４５：システムストレージ ４６：バス ４８：ＳＣＳＩレシーバ／ドライバ ５０：ＳＣＳＩプロトコルチップ ５２：データ転送ロジック ５４：データバッファ ５６：バスインタフェースロジック ５８，６２，６４，８０，８４：レジスタ ６０，８２：アドレス変換部 ６６：初期化部 ６８，６８−１〜６８−３：ボリューム定義情報 ７０：第１制御部 ７２：第２制御部 ７４：キャッシュブロック ７６：Ｒ１レコード部 ７８：Ｒ２レコード部 ８５：論理ＦＢＡトラック ８６−１〜８６−１３：論理ＦＢＡブロック ８８：論理ディスクモジュール ９０−１〜９０−４：論理ボリューム ９２：ボリュームラベル ９４：ボリューム目録（ＶＴＯＣ:Volum table of Cont
ents) ９６：フォーマット領域 ９８：ＣＫＤトラック １００：論理ＦＢＡトラック １０２：物理ＦＢＡトラック １０４−１〜１０４−１３：論理ＦＢＡトラック １０６：ＣＯＦ変換用ＩＤ部 １０８−１〜１０８−１０：物理ＦＢＡブロック １１０：ＦＢＡブロックＩＤ部 １１２：ホームアドレスＨＡ １１４：ＲＯレコード部 １１６：Ｒ１レコードカウント部（Ｒ１Ｃ） １１８：Ｒ２レコードカウント部（Ｒ２Ｃ） １２０：マージブロック １２２：空き領域
ム） １４：オープンサーバ（第２上位装置） １６−１，１６−２：デバイスクラスタ １８，１８−１，１８−２：第１チャネルアダプタ ２０，２０−１，２０−２：第２チャネルアダプタ ２２，２２−１〜２２−４：デバイスアダプタ ２５−１，２５−２：共通バス ２６，２６−１，２６−２：キャッシュメモリ ２８−１．２８−２：キャッシュ機能エンジン（ＣＦ
Ｅ） ３０：リソースマネジャー（ＲＭ） ３２−１，３２−４，３６−１，３６−２：ＳＣＳＩチ
ャネル装置 ３８−１，３８−２：拡張デバイスアダプタ（ＥＤＡ） ４０：ＦＢＡディスク装置（ドライブモジュールＤＭ） ４２：ＭＰＵ ４４，４５：システムストレージ ４６：バス ４８：ＳＣＳＩレシーバ／ドライバ ５０：ＳＣＳＩプロトコルチップ ５２：データ転送ロジック ５４：データバッファ ５６：バスインタフェースロジック ５８，６２，６４，８０，８４：レジスタ ６０，８２：アドレス変換部 ６６：初期化部 ６８，６８−１〜６８−３：ボリューム定義情報 ７０：第１制御部 ７２：第２制御部 ７４：キャッシュブロック ７６：Ｒ１レコード部 ７８：Ｒ２レコード部 ８５：論理ＦＢＡトラック ８６−１〜８６−１３：論理ＦＢＡブロック ８８：論理ディスクモジュール ９０−１〜９０−４：論理ボリューム ９２：ボリュームラベル ９４：ボリューム目録（ＶＴＯＣ:Volum table of Cont
ents) ９６：フォーマット領域 ９８：ＣＫＤトラック １００：論理ＦＢＡトラック １０２：物理ＦＢＡトラック １０４−１〜１０４−１３：論理ＦＢＡトラック １０６：ＣＯＦ変換用ＩＤ部 １０８−１〜１０８−１０：物理ＦＢＡブロック １１０：ＦＢＡブロックＩＤ部 １１２：ホームアドレスＨＡ １１４：ＲＯレコード部 １１６：Ｒ１レコードカウント部（Ｒ１Ｃ） １１８：Ｒ２レコードカウント部（Ｒ２Ｃ） １２０：マージブロック １２２：空き領域
Claims (8)
- 【請求項１】第１上位装置とディスク装置の間に設けら
れ、前記第１上位装置からの可変長フォーマットに従っ
たアクセスコマンドを受信して処理結果を応答する第１
チャネルアダプタと、 第２上位装置と前記ディスク装置の間に設けられ、前記
第２上位装置からの固定長フォーマットに従ったアクセ
スコマンドを受信して処理結果を応答する第２チャネル
アダプタと、 前記ディスク装置に対しＦＢＡブロック単位で前記第１
上位装置又は第２上位装置から指示されたアクセスコマ
ンドを実行するデバイスアダプタと、 １ＣＫＤトラックを複数のＦＢＡブロックに分割したフ
ォーマットのトラックデータをキャッシュブロックとし
て展開したキャッシュメモリと、 前記キャッシュメモリを制御するキャッシュ機能エンジ
ンと、 全体の資源管理及び処理動作を制御するリソースマネジ
ャーと、を備えたディスク制御装置に於いて、 前記第２チャネルアダプタに、第２上位装置から固定長
フォーマットの位置アドレスＬＢＡが指令された時に、
受信した位置アドレスＬＢＡを前記可変長フォーマット
の位置アドレスＣＣＨＨに変換するアドレス変換部を設
け、 前記リソースマネジャーに、 第１上位装置から可変長フォーマットの位置アドレスＣ
ＣＨＨが指令された時、該位置アドレスＣＣＨＨに対応
する前記ディスクのＦＢＡブロック番号を求め、該ＦＢ
Ａブロック番号が指示するＦＢＡブロックを含むＣＫＤ
トラックを前記ディスク装置から読み取って前記キャッ
シュメモリに展開し、前記キャシュメモリ上で前記第１
上位装置より指示されたレコードを検索する第１制御部
と、 前記第２上位装置から固定長フォーマットの位置アドレ
スＬＢＡが指令されて前記アドレス変換部で前記可変長
フォーマットの位置アドレスＣＣＨＨが得られた時、該
位置アドレスＣＣＨＨに対応する実デバイスのＦＢＡブ
ロック番号を求め、該ＦＢＡブロック番号が指示するＦ
ＢＡブロックを含むＣＫＤトラックを前記ディスク装置
から読み取って前記キャッシュメモリに展開し、前記キ
ャシュメモリ上で前記第２上位装置より指示されたブロ
ックを検索する第２制御部と、を設けたことを特徴とす
るディスク制御装置。 - 【請求項２】請求項１記載のディスク制御装置に於い
て、前記初期化処理部によるディスク装置のトラックフ
ォーマットは、１ＣＫＤトラックを所定長の論理ＦＢＡ
ブロックで複数に分割して各論理ＦＢＡブロックの先頭
位置に前記ＩＤ部を配置し、前記ＣＫＤトラックのレコ
ード部は、各論理ＦＡＤブロックに後詰めで配置したこ
とを特徴とするディスク制御装置。 - 【請求項３】請求項２記載のディスク制御装置に於い
て、前記１ＣＫＤトラックは、ユーザ領域としてのＲ１
レコードとＲ２レコードを有し、前記Ｒ１レコードとＲ
２レコードに配置する複数の論理ＦＢＡブロックは、先
頭に位置する物理ＦＢＡブロックの先頭位置に前記ＩＤ
部を配置して該ブロック末尾までを空きとし、２番目の
物理ＦＢＡブロックから最後の物理ＦＢＡブロックまで
にＲ１レコード又はＲ２レコードを順次分割して配置す
ることを特徴とするディスク制御装置。 - 【請求項４】請求項１記載のディスク制御装置に於い
て、 前記リソースマネジャーは、前記第１上位装置の可変長
フォーマットの論理ボリューム番号と前記第２上位装置
の固定長フォーマットの論理ボリューム番号との対応関
係を定義したボリューム定義情報を有し、前記第１上位
装置から初期化コマンドを受信した際に、前記ボリュー
ム定義情報に示された可変長フォーマットの論理ボリュ
ーム番号単位に前記ディスク装置をフォーマットするこ
とを特徴とするディスク制御装置。 - 【請求項５】第１上位装置とディスク装置の間に設けら
れ、前記第１上位装置からの可変長フォーマットに従っ
たアクセスコマンドを受信して処理結果を応答する第１
チャネルアダプタと、 第２上位装置と前記ディスク装置の間に設けられ、前記
第２制御装置からのＦＢＡフォーマットに従ったアクセ
スコマンドを受信して処理結果を応答する第２チャネル
アダプタと、 前記ディスク装置に対しＦＢＡブロック単位で前記第１
上位装置又は第２上位装置から指示されたアクセスコマ
ンドを実行するデバイスアダプタと、 １ＣＫＤトラックを複数のＦＢＡブロックに分割したフ
ォーマットのトラックデータをキャッシャブロックに展
開するキャッシュメモリと、 前記キャッシュメモリを制御するキャッシュ機能エンジ
ンと、 全体の資源管理及び処理動作を制御するリソースマネジ
ャーと、を備えたディスク制御装置の制御方法に於い
て、 第１上位装置から可変長フォーマットの位置アドレスＣ
ＣＨＨが指令された時、該位置アドレスＣＣＨＨに対応
する前記ディスクのＦＢＡブロック番号を求め、該ＦＢ
Ａブロック番号が指示するＦＢＡブロックを含むＣＫＤ
トラックを前記ディスク装置から読み取って前記キャッ
シュメモリに展開し、前記キャシュメモリ上で前記第１
上位装置より指示されたレコードを前記ＩＤ部の対応関
係を参照して検索する第１制御過程と、 前記第２チャネルアダプタに、第２上位装置からＦＢＡ
フォーマットの位置アドレスＬＢＡが指令された時に、
受信した位置アドレスＬＢＡを前記可変長フォーマット
の位置アドレスＣＣＨＨに変換するアドレス変換過程
と、 前記アドレス変換過程で得た位置アドレスＣＣＨＨに対
応する実デバイスのＦＢＡブロック番号を求め、該ＦＢ
Ａブロック番号が指示するＦＢＡブロックを含むＣＫＤ
トラックを前記ディスク装置から読み取って前記キャッ
シュメモリに展開し、前記キャシュメモリ上で前記第２
上位装置より指示されたブロックを検索する第２制御過
程と、を備えたことを特徴とするディスク制御装置の制
御方法。 - 【請求項６】請求項５記載のディスク制御装置の制御方
法に於いて、前記リソースマネジャーは、初期化処理に
おけるディスク装置のトラックフォーマットとして、１
ＣＫＤトラックを所定長の論理ＦＢＡブロックで複数に
分割して各論理ＦＢＡブロックの先頭位置に前記ＩＤ部
を配置し、前記ＣＫＤトラックのレコード部は、各論理
ＦＡＤブロックに後詰めで配置したことを特徴とするデ
ィスク制御装置の制御方法。 - 【請求項７】請求項６記載のディスク制御装置の制御方
法に於いて、前記１ＣＫＤトラックは、ユーザ領域とし
てのＲ１レコードとＲ２レコードを有し、前記Ｒ１レコ
ードとＲ２レコードの配置する複数の論理ＦＢＡブロッ
クは、先頭に位置する物理ＦＢＡブロックの先頭位置に
前記ＩＤ部を配置して該ブロック末尾までを空きとし、
２番目の物理ＦＢＡブロックから最後の物理ＦＢＡブロ
ックまでにＲ１レコード又はＲ２レコードを順次分割し
て配置することを特徴とするディスク制御装置の制御方
法。 - 【請求項８】請求項１記載のディスク制御装置の制御方
法に於いて、 前記第１上位装置の可変長フォーマットの論理ボリュー
ム番号と前記第２上位装置のＦＢＡフォーマットの論理
ボリューム番号との対応関係を定義したボリューム定義
情報を有し、 前記初期化処理過程は、前記第１上位装置から初期化コ
マンドを受信した際に、前記ボリューム定義情報に示さ
れた可変長フォーマットの論理ボリューム番号単位に前
記ディスク装置をフォーマットすることを特徴とするデ
ィスク制御装置の制御方法。
Priority Applications (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP14092298A JP3404289B2 (ja) | 1998-05-22 | 1998-05-22 | ディスク制御装置及びその制御方法 |
| US09/198,461 US6505273B2 (en) | 1998-05-22 | 1998-11-24 | Disk control device and method processing variable-block and fixed-block accesses from host devices |
| US10/314,170 US6772283B2 (en) | 1998-05-22 | 2002-12-09 | Disk control device and method processing variable-block and fixed-block accesses from host devices |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP14092298A JP3404289B2 (ja) | 1998-05-22 | 1998-05-22 | ディスク制御装置及びその制御方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH11338641A true JPH11338641A (ja) | 1999-12-10 |
| JP3404289B2 JP3404289B2 (ja) | 2003-05-06 |
Family
ID=15279944
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP14092298A Expired - Fee Related JP3404289B2 (ja) | 1998-05-22 | 1998-05-22 | ディスク制御装置及びその制御方法 |
Country Status (2)
| Country | Link |
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| US (2) | US6505273B2 (ja) |
| JP (1) | JP3404289B2 (ja) |
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