JPS62293355A - データ保護装置 - Google Patents
データ保護装置Info
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- JPS62293355A JPS62293355A JP62110902A JP11090287A JPS62293355A JP S62293355 A JPS62293355 A JP S62293355A JP 62110902 A JP62110902 A JP 62110902A JP 11090287 A JP11090287 A JP 11090287A JP S62293355 A JPS62293355 A JP S62293355A
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
- G11B20/1833—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs by adding special lists or symbols to the coded information
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F2211/00—Indexing scheme relating to details of data-processing equipment not covered by groups G06F3/00 - G06F13/00
- G06F2211/10—Indexing scheme relating to G06F11/10
- G06F2211/1002—Indexing scheme relating to G06F11/1076
- G06F2211/104—Metadata, i.e. metadata associated with RAID systems with parity
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
３、発明の詳細な説明
Ａ、産業上の利用分野
本発明は、複数のデータ・ブロック」二でのパリティ情
報の維持に関し、具体的には、こうしたパリティ情報の
記憶に関する。
報の維持に関し、具体的には、こうしたパリティ情報の
記憶に関する。
Ｂ、従来技術
米国特許第４．０９２７３２号には、記憶サブシステム
と中央演算処理装置の間でシステム・レコード・セグメ
ン１−の転送中に、システム・レコードのセグメン１〜
から検査合計セグメントを生成する検査合計ジェネレー
タが記載されている。検査合計セグメントとは、実際に
はシステム・レコード・セグメントの同じ位置にあるピ
ッＩ−から生成される一連のパリティ・ピッ１−である
。言い換えれば、各ビット、たとえば検査合計セグメン
トの第１ピツ］・は、それぞれ複数のレコード・セグメ
ントの第１ピツ１へのグループのパリティである。
と中央演算処理装置の間でシステム・レコード・セグメ
ン１−の転送中に、システム・レコードのセグメン１〜
から検査合計セグメントを生成する検査合計ジェネレー
タが記載されている。検査合計セグメントとは、実際に
はシステム・レコード・セグメントの同じ位置にあるピ
ッＩ−から生成される一連のパリティ・ピッ１−である
。言い換えれば、各ビット、たとえば検査合計セグメン
トの第１ピツ］・は、それぞれ複数のレコード・セグメ
ントの第１ピツ１へのグループのパリティである。
あるレコード・セグメントを含む記憶機構に障害が発生
すると、そのレコード・セグメン１−が検査合計セグメ
ン１−と残りのシステム・セグメントから再生される。
すると、そのレコード・セグメン１−が検査合計セグメ
ン１−と残りのシステム・セグメントから再生される。
１つの記憶装置が選択されて、それに複数のレコード記
憶装置に対する検査合計セグメントが、すべて含められ
る。
憶装置に対する検査合計セグメントが、すべて含められ
る。
前記米国特許では、検査合計セグメントは、それがカバ
ーするすべてのレコード・セグメントを読み取ることに
よって常に生成される。１つのレコード・セグメンが変
化すると、それによってカバーされるすべてのレコード
・セグメントが読み取られ、検査合計セグメントが生成
される。１９８１年７月発行のＩＢＭテクニカル・ディ
スクロージャ・プリテン（ＴＢＭ Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ
ＤｊｓｃｌｏｓｕｒｅＢｕｌｌｅｔｉｎ） 、 Ｖｏ
ｌ、 ２４、Ｎａ ２、ｐｐ、９８６−９８７の［高効
率大容量記憶パリティ回復機構（Ｅｆｆｊ、ｃｉｅｎｔ
Ｍａｓｓ Ｓｔｏｒａｇｅ Ｐａｒｊ、ｔｙ Ｒｅｃ
ｏｖｅｒｙ −ＭｅｃｈａｎｉｓｍＪは、変更され
る前のレコード・セグメントをコピーすることによって
検査合計セグメント、またはパリティ・セグメントが生
成されるように改良されている。その後、レコード・セ
グメントのコピーが変更済みのレコード・セグメントと
排他的ＯＲされ、変更マスクが作成される。次いで、パ
リティ・セグメントが読み取られ、変更マスクと排他的
ＯＲされて、新しいパリティ・セグメン１〜が生成され
、記憶装置に書き戻される。
ーするすべてのレコード・セグメントを読み取ることに
よって常に生成される。１つのレコード・セグメンが変
化すると、それによってカバーされるすべてのレコード
・セグメントが読み取られ、検査合計セグメントが生成
される。１９８１年７月発行のＩＢＭテクニカル・ディ
スクロージャ・プリテン（ＴＢＭ Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ
ＤｊｓｃｌｏｓｕｒｅＢｕｌｌｅｔｉｎ） 、 Ｖｏ
ｌ、 ２４、Ｎａ ２、ｐｐ、９８６−９８７の［高効
率大容量記憶パリティ回復機構（Ｅｆｆｊ、ｃｉｅｎｔ
Ｍａｓｓ Ｓｔｏｒａｇｅ Ｐａｒｊ、ｔｙ Ｒｅｃ
ｏｖｅｒｙ −ＭｅｃｈａｎｉｓｍＪは、変更され
る前のレコード・セグメントをコピーすることによって
検査合計セグメント、またはパリティ・セグメントが生
成されるように改良されている。その後、レコード・セ
グメントのコピーが変更済みのレコード・セグメントと
排他的ＯＲされ、変更マスクが作成される。次いで、パ
リティ・セグメントが読み取られ、変更マスクと排他的
ＯＲされて、新しいパリティ・セグメン１〜が生成され
、記憶装置に書き戻される。
Ｃ０発明が解決しようとする問題点
従来技術では、未変更のレコード・セグメントの多数回
読取りが回避されるものの、複数の記憶装置の複数のレ
コード・セグメントのパリティ・セグメントを記憶する
のに、単一の記憶装置が使用される。単一の記憶装置上
のパリティ・レコードによってカバーされる複数の記憶
装置のいずれかでレコードが変更されるたびに、単一記
憶装置での読取りと書込みが行なわれる。したがって、
単一記憶装置は、記憶装置の操作のネックとなっている
。というのは、時間単位当り行なえるレコード変更の数
は、複数の記憶装置の並列操作によってもたらされるよ
り速いアクセス速度ではなくて、単一記憶装置の遅いア
クセス速度の関数になるからである。
読取りが回避されるものの、複数の記憶装置の複数のレ
コード・セグメントのパリティ・セグメントを記憶する
のに、単一の記憶装置が使用される。単一の記憶装置上
のパリティ・レコードによってカバーされる複数の記憶
装置のいずれかでレコードが変更されるたびに、単一記
憶装置での読取りと書込みが行なわれる。したがって、
単一記憶装置は、記憶装置の操作のネックとなっている
。というのは、時間単位当り行なえるレコード変更の数
は、複数の記憶装置の並列操作によってもたらされるよ
り速いアクセス速度ではなくて、単一記憶装置の遅いア
クセス速度の関数になるからである。
失われたレコードが回復されるかどうかは、パリティ・
Ｉノコードとそれによってカバーされる各データ・レコ
ードとの同期によって決まる。持久記憶装置など特別の
ハードウェアおよび記憶装置への追加書込み操作なしで
は、システムが異常終了した場合にデータ・レコードと
パリティ・レコードが整合する状態に更新されることを
保証するのは難しい。データとそれに関連するパリティ
を更新するには、２回の入出力操作が必要なので、シス
テムの終了後にどんな入出力操作が完了したかを判定す
るのは困難である。
Ｉノコードとそれによってカバーされる各データ・レコ
ードとの同期によって決まる。持久記憶装置など特別の
ハードウェアおよび記憶装置への追加書込み操作なしで
は、システムが異常終了した場合にデータ・レコードと
パリティ・レコードが整合する状態に更新されることを
保証するのは難しい。データとそれに関連するパリティ
を更新するには、２回の入出力操作が必要なので、シス
テムの終了後にどんな入出力操作が完了したかを判定す
るのは困難である。
Ｄ６問題点を解決するための手段
記憶管理機構は、１組の記憶装置の間にぼぼ均等にパリ
ティ情報を分配する。１組のＮ個の記憶装置は、ブロッ
クと呼ばれる同じ寸法の複数のアドレス領域に分割され
る。各記憶装置は、同数のブロックを含む。同じ装置ア
ドレス範囲をもつ１組の各記憶装置内のブロックは、ス
トライプと呼ばれる。各ス！−ライブは、Ｎ−１個のデ
ータ・ブロックと、ストライプの残りの部分に対するパ
リ゛ティを含む１つの記憶装置」二の１個のパリティ・
ブロックを備えている。更に、ストライプは、それぞれ
１個のパリティ・ブロックを有し、そのパリティ・ブロ
ックは異なる記憶装置上に分配される。したがって、１
セツト中のあらゆるデータ修正に関連するパリティ更新
活動が、異なる記憶装置に分配される。単一の装置が、
あらゆるパリティ更新活動を引き受けることはない。
ティ情報を分配する。１組のＮ個の記憶装置は、ブロッ
クと呼ばれる同じ寸法の複数のアドレス領域に分割され
る。各記憶装置は、同数のブロックを含む。同じ装置ア
ドレス範囲をもつ１組の各記憶装置内のブロックは、ス
トライプと呼ばれる。各ス！−ライブは、Ｎ−１個のデ
ータ・ブロックと、ストライプの残りの部分に対するパ
リ゛ティを含む１つの記憶装置」二の１個のパリティ・
ブロックを備えている。更に、ストライプは、それぞれ
１個のパリティ・ブロックを有し、そのパリティ・ブロ
ックは異なる記憶装置上に分配される。したがって、１
セツト中のあらゆるデータ修正に関連するパリティ更新
活動が、異なる記憶装置に分配される。単一の装置が、
あらゆるパリティ更新活動を引き受けることはない。
好ましい実施例では、１組に含まれる各記憶装置は、同
じ寸法である。このため、ストライプの定義を単純化で
きる。各記憶装置が同じ寸法なので、どの記憶装置にも
、個別に取り扱わなければならない領域は残されない。
じ寸法である。このため、ストライプの定義を単純化で
きる。各記憶装置が同じ寸法なので、どの記憶装置にも
、個別に取り扱わなければならない領域は残されない。
１組中の記憶装置の数は３個以］二であるのが好ましい
。２個だけだと、記憶保護は、ミラー操作と同様になり
、データの正確なコピーを２つ維持することが必要にな
る。３個より多いと、記憶保護専用に供される記憶容量
の比率が減少する。３個の場合、目的の記憶保護を獲得
するのに必要な記憶容量の比率は、約３３パーセントで
ある。８個の場合、記憶容量の１２．５パ一セント強が
記憶保護に使用される。
。２個だけだと、記憶保護は、ミラー操作と同様になり
、データの正確なコピーを２つ維持することが必要にな
る。３個より多いと、記憶保護専用に供される記憶容量
の比率が減少する。３個の場合、目的の記憶保護を獲得
するのに必要な記憶容量の比率は、約３３パーセントで
ある。８個の場合、記憶容量の１２．５パ一セント強が
記憶保護に使用される。
別の好ましい実施例では、同じアドレス範囲を有する１
組の記憶装置内のＮ−１個のデータ・レコード（５１０
バイト）と］、つのパリティ・レコードが、スライスと
呼ばれる。スライス中の各データ・レコードは、レコー
ドのバージョンを示すバージョン標識を含む。各パリテ
ィ・レコードのヘッダは、複数のバージョン標識を含み
、各標識は、それぞれスライス中の各データ・レコード
に対応する。データ・レコードが更新されるたびに、そ
のバージョン標識が増分され、そのデータ・レコードに
対応するパリティ・レコード・バージョン標識も増分さ
れる。レコード更新と新パリティ更新の両方が完了する
と、バージョン標識は同一になる。失われたレコードの
回復中レコードとパリティの同期を確認するために、バ
ージョン番号が検査される。有効な同期をとらすに強制
的に回復を行なうと、予測できないデータが生成される
ことになる。
組の記憶装置内のＮ−１個のデータ・レコード（５１０
バイト）と］、つのパリティ・レコードが、スライスと
呼ばれる。スライス中の各データ・レコードは、レコー
ドのバージョンを示すバージョン標識を含む。各パリテ
ィ・レコードのヘッダは、複数のバージョン標識を含み
、各標識は、それぞれスライス中の各データ・レコード
に対応する。データ・レコードが更新されるたびに、そ
のバージョン標識が増分され、そのデータ・レコードに
対応するパリティ・レコード・バージョン標識も増分さ
れる。レコード更新と新パリティ更新の両方が完了する
と、バージョン標識は同一になる。失われたレコードの
回復中レコードとパリティの同期を確認するために、バ
ージョン番号が検査される。有効な同期をとらすに強制
的に回復を行なうと、予測できないデータが生成される
ことになる。
各データ・レコードには、他のあらゆるチータレコード
とは無関係のバージョン番号がついているので、同一の
パリティ・レコードでカバーされる異なるデータ・レコ
ードの更新に、直列化は必要ではない。また、直列化を
回避するには、データ・レコード書込み操作をスケジュ
ール化し、パリティ更新要求を待ち行列化する前に、記
憶装置からパリティ・レコードを読み取る必要もない。
とは無関係のバージョン番号がついているので、同一の
パリティ・レコードでカバーされる異なるデータ・レコ
ードの更新に、直列化は必要ではない。また、直列化を
回避するには、データ・レコード書込み操作をスケジュ
ール化し、パリティ更新要求を待ち行列化する前に、記
憶装置からパリティ・レコードを読み取る必要もない。
もう一つの好ましい実施例では、パリティ・グループで
カバーする必要のないデータ・レコードのために、記憶
保護されていないストライプが、設けられる。記憶保護
されていないストライプは、記憶保護されたストライプ
と同じサイズでなくてもよく、記憶装置のサイズが同一
でない場合には、記憶装置上で可変サイズの領域を含む
。このようなストライプ化によって、記憶装置を記憶保
護された記憶域と記憶保護されてない記憶域に分離する
便利な方法がもたらされるが、それは、各記憶装置の同
じアドレス区域が記憶保護されるからである。記憶装置
」二に記憶されたすべてのレコードを記憶保護する必要
がない場合は性能」二の利益が実現されるが、それは、
記憶保護されてないストアー ライブ中のレコードが変更された後では、パリティ更新
が必要ではないからである。
カバーする必要のないデータ・レコードのために、記憶
保護されていないストライプが、設けられる。記憶保護
されていないストライプは、記憶保護されたストライプ
と同じサイズでなくてもよく、記憶装置のサイズが同一
でない場合には、記憶装置上で可変サイズの領域を含む
。このようなストライプ化によって、記憶装置を記憶保
護された記憶域と記憶保護されてない記憶域に分離する
便利な方法がもたらされるが、それは、各記憶装置の同
じアドレス区域が記憶保護されるからである。記憶装置
」二に記憶されたすべてのレコードを記憶保護する必要
がない場合は性能」二の利益が実現されるが、それは、
記憶保護されてないストアー ライブ中のレコードが変更された後では、パリティ更新
が必要ではないからである。
Ｅ、実施例
ブロック・パリティの拡散を実現するコンピュータ・シ
ステムを、第１図では一般的に１０で示す。システム１
０は、接続されたマイクロ命令に迅速にアクセスする制
御記憶機構に結合されたデータ処理機構１２を含む。処
理機構１２は、チャネル・アダプタ１６と高速チャネル
１８を介して複数の入出力装置と通信する。処理機構１
２と入出力装置は、主記憶装置アレイ２０にアクセスで
きる。主記憶装［２０へのアクセスは、仮想アドレス変
換機構２２によって行なわれる。主記憶装置２０のアド
レス変換テーブルと、変換索引緩衝機構は、仮想主記憶
アドレスから実主記憶アドレスへのマツピングを行なう
。
ステムを、第１図では一般的に１０で示す。システム１
０は、接続されたマイクロ命令に迅速にアクセスする制
御記憶機構に結合されたデータ処理機構１２を含む。処
理機構１２は、チャネル・アダプタ１６と高速チャネル
１８を介して複数の入出力装置と通信する。処理機構１
２と入出力装置は、主記憶装置アレイ２０にアクセスで
きる。主記憶装［２０へのアクセスは、仮想アドレス変
換機構２２によって行なわれる。主記憶装置２０のアド
レス変換テーブルと、変換索引緩衝機構は、仮想主記憶
アドレスから実主記憶アドレスへのマツピングを行なう
。
磁気ディスク装置３０．３２．３４．３６．３８など各
入出力装置は、これらの磁気ディスク装置に対する磁気
ディスク制御機構４０などの制御機構を介して接続され
る。入出力制御機構４２は、磁気テープ装置４４と４６
を制御する。更に入出力制御機構４８．５０．５２は、
プリンタ、ワークステーション、キーボード、表示装置
、通信端末などの入出力装置を制御する。通常、磁気デ
ィスク制御機構は複数個あり、それぞれが複数の磁気デ
ィスク装置を制御する。
入出力装置は、これらの磁気ディスク装置に対する磁気
ディスク制御機構４０などの制御機構を介して接続され
る。入出力制御機構４２は、磁気テープ装置４４と４６
を制御する。更に入出力制御機構４８．５０．５２は、
プリンタ、ワークステーション、キーボード、表示装置
、通信端末などの入出力装置を制御する。通常、磁気デ
ィスク制御機構は複数個あり、それぞれが複数の磁気デ
ィスク装置を制御する。
システム１０のデータは、５１２バイ１−のデータ・ペ
ージと８バイトのヘッダから成るレコードの形で取り扱
われる。好ましい実施例のＩＢＭシステム７３８では、
レコードが、チャネル１８を介して磁気ディスク装置と
主記憶装置の間で伝達される。主記憶制御機構６０は、
主記憶装置２０へのアクセスとそのページングを制御す
る。チャネル１８と主記憶制御機構６０の間の破線６２
は、チャネルに接続された入出力装置による主記憶装置
２０への直接メモリ・アクセスを示す。システム１０の
一般的動作のより詳細な説明は、ＩＢＭシステム１３８
技術開発（ＩＢＭ Ｓｙｓｔｅｍ／ ３８Ｔｅｃｈｎｊ
ｃａｌ Ｄｅｖｅｌｏｐｍｅｎｔ’ｓ）、インターナシ
ョナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション、１
９７８年に出ている。
ージと８バイトのヘッダから成るレコードの形で取り扱
われる。好ましい実施例のＩＢＭシステム７３８では、
レコードが、チャネル１８を介して磁気ディスク装置と
主記憶装置の間で伝達される。主記憶制御機構６０は、
主記憶装置２０へのアクセスとそのページングを制御す
る。チャネル１８と主記憶制御機構６０の間の破線６２
は、チャネルに接続された入出力装置による主記憶装置
２０への直接メモリ・アクセスを示す。システム１０の
一般的動作のより詳細な説明は、ＩＢＭシステム１３８
技術開発（ＩＢＭ Ｓｙｓｔｅｍ／ ３８Ｔｅｃｈｎｊ
ｃａｌ Ｄｅｖｅｌｏｐｍｅｎｔ’ｓ）、インターナシ
ョナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション、１
９７８年に出ている。
磁気ディスク装置３０ないし３８上のデータの記憶保護
は、各装置上のデータ・レコードを排他的ＯＲＬ、、排
他的ＯＲによって得られたパリティ・レコードを記憶装
置の１つに記憶することによって実現される。第２図で
は、各記憶装置３０ないし３８は、データのブロックと
パリティのブロックに分割される。ブロックとは、記憶
装置上の物理空間を表わす。システム１０は、最高１６
メガバイトまでのデータ（割当て可能なディスク空間の
連続部分）のエクステントをもたらすので、各ブロック
は１６メガバイトであるのが好ましい。
は、各装置上のデータ・レコードを排他的ＯＲＬ、、排
他的ＯＲによって得られたパリティ・レコードを記憶装
置の１つに記憶することによって実現される。第２図で
は、各記憶装置３０ないし３８は、データのブロックと
パリティのブロックに分割される。ブロックとは、記憶
装置上の物理空間を表わす。システム１０は、最高１６
メガバイトまでのデータ（割当て可能なディスク空間の
連続部分）のエクステントをもたらすので、各ブロック
は１６メガバイトであるのが好ましい。
各記憶装置上のブロック７０．７２．７４，７６．７８
は、同じ物理アドレス範囲を有するのが好ましく、スト
ライプと呼ばれる。第２図には、９つのストライプが示
されている。記憶保護されたストライプは、それぞれス
トライプ中の他のブロックの排他的ＯＲを含む、それに
関連するパリティ・ブロックを有する。第１のストライ
プでは、ブロック７０が、残りのブロック７２．７４．
７６．７８のパリティを含む。記憶装置３２」二のブロ
ック８０は、第２のストライプ上の残りのブロックのパ
リティを含む。記憶装置３４上のブロック８２は、第３
のストライプのパリティを含む。
は、同じ物理アドレス範囲を有するのが好ましく、スト
ライプと呼ばれる。第２図には、９つのストライプが示
されている。記憶保護されたストライプは、それぞれス
トライプ中の他のブロックの排他的ＯＲを含む、それに
関連するパリティ・ブロックを有する。第１のストライ
プでは、ブロック７０が、残りのブロック７２．７４．
７６．７８のパリティを含む。記憶装置３２」二のブロ
ック８０は、第２のストライプ上の残りのブロックのパ
リティを含む。記憶装置３４上のブロック８２は、第３
のストライプのパリティを含む。
ブロック８４と８６は、それぞれ第４のストライプと第
５のストライプのパリティを含む。ストライプ６．７．
８に対するブロック８８．９０．９２を含むパリティ・
ブロックは、複数の記憶装置にわたって拡散、すなわち
分配されている。第９のストライプは、記憶保護されて
ない領域であり、そのストライプに関連するパリティ・
ブロックを有さない。このストライプは、記憶保護する
必要のないデータを記憶するのに使用される。
５のストライプのパリティを含む。ストライプ６．７．
８に対するブロック８８．９０．９２を含むパリティ・
ブロックは、複数の記憶装置にわたって拡散、すなわち
分配されている。第９のストライプは、記憶保護されて
ない領域であり、そのストライプに関連するパリティ・
ブロックを有さない。このストライプは、記憶保護する
必要のないデータを記憶するのに使用される。
パリティ情報の拡散により、異なるストライプ上のデー
タ・レコードの更新に続くパリティ・レコードの書込み
中に、特定のある記憶装置が他の記憶装置よりずっと頻
繁にアクセスされることがなくなる。ブロックに記憶さ
れたレコードが変更されると、変更されたレコードを含
むストライプのパリティ・ブロックも変更しなければな
らない。
タ・レコードの更新に続くパリティ・レコードの書込み
中に、特定のある記憶装置が他の記憶装置よりずっと頻
繁にアクセスされることがなくなる。ブロックに記憶さ
れたレコードが変更されると、変更されたレコードを含
むストライプのパリティ・ブロックも変更しなければな
らない。
ストライプのパリティ・ブロックは２つ以上の記憶装置
にわたって拡散されるので、パリティの更新が１つの装
置に集中されることはない。したがって、入出力活動は
、すべての記憶装置上により均等に拡散される。
にわたって拡散されるので、パリティの更新が１つの装
置に集中されることはない。したがって、入出力活動は
、すべての記憶装置上により均等に拡散される。
第３図で、装置テーブル３１０は、パリティ記憶保護に
係わる各記憶装置の情報を含む。装置番号とセクタ、ま
たはページ番号から成る物理アドレスが、目的のデータ
の位置を識別するのに使用される。次いで、装置テーブ
ルを使って、パリティ制御ブロック３１４．３１６．３
１８が識別される。ユニット１〜８は、制御ブロック３
１．４に関連する第１のパリティ・メンバーである。ユ
ニット９〜１３は、制御ブロック３１６に関連する第２
のパリティ・セットのメンバーであり、ユニットＮ〜２
からＮは、制御ブロック３１８に関連する１番目のパリ
ティ・セラ１−のメンバーである。
係わる各記憶装置の情報を含む。装置番号とセクタ、ま
たはページ番号から成る物理アドレスが、目的のデータ
の位置を識別するのに使用される。次いで、装置テーブ
ルを使って、パリティ制御ブロック３１４．３１６．３
１８が識別される。ユニット１〜８は、制御ブロック３
１．４に関連する第１のパリティ・メンバーである。ユ
ニット９〜１３は、制御ブロック３１６に関連する第２
のパリティ・セットのメンバーであり、ユニットＮ〜２
からＮは、制御ブロック３１８に関連する１番目のパリ
ティ・セラ１−のメンバーである。
装置テーブルの各項目は、その項目をメンバーとする記
憶装置のセットに関連する制御ブロックを指示する。制
御ブロックは、セットのどの記憶装置が各ストライプの
パリティ・ブロックを含むかを識別する。制御ブロック
３１４では、第１の］６メガバイｌ〜の記憶域を含むス
１−ライブは、そのパリティ情報が装置番号１の第１の
１６メガバイトの記憶域に記憶されている。ユニット１
〜８を含むス１〜ライブの第２の１６メガバイト記憶域
は、ユニット番号２の第２の１−６メガバイトに含まれ
ている。パリティ・ブロックの割当ては、ユニット３〜
８がそれぞれ連鎖式に続き、次の６つのストライプのパ
リティを有する。第１パリテイ・セット中の第９のスト
ライプは、そのパリティがユニット番号１の１６メガバ
イトの第９のブロックに記憶されている。このセット中
の８つのユニットの１つであるユニットＪに割当てられ
た最後のストライプは、ユニットのアドレス可能記憶域
が１．６メガバイトで割り切れるかどうかに応じて、完
全な１６メガバイトを含まないこともある。
憶装置のセットに関連する制御ブロックを指示する。制
御ブロックは、セットのどの記憶装置が各ストライプの
パリティ・ブロックを含むかを識別する。制御ブロック
３１４では、第１の］６メガバイｌ〜の記憶域を含むス
１−ライブは、そのパリティ情報が装置番号１の第１の
１６メガバイトの記憶域に記憶されている。ユニット１
〜８を含むス１〜ライブの第２の１６メガバイト記憶域
は、ユニット番号２の第２の１−６メガバイトに含まれ
ている。パリティ・ブロックの割当ては、ユニット３〜
８がそれぞれ連鎖式に続き、次の６つのストライプのパ
リティを有する。第１パリテイ・セット中の第９のスト
ライプは、そのパリティがユニット番号１の１６メガバ
イトの第９のブロックに記憶されている。このセット中
の８つのユニットの１つであるユニットＪに割当てられ
た最後のストライプは、ユニットのアドレス可能記憶域
が１．６メガバイトで割り切れるかどうかに応じて、完
全な１６メガバイトを含まないこともある。
各パリティ制御ブロックのヘッダは、どのユニットがセ
ットにあるかを記述し、また、あるパリティ・グループ
によって記憶保護されない各ユ二ットに共通なアドレス
範囲を識別する。記憶保護されてない各ユニットに共通
な範囲を設けると、パリティ記憶保護体系が簡単になる
。各記憶装置」二の同一の物理アドレスが排他的ＯＲさ
れて、パリティ情報が決定されるので、情報とパリティ
を相関させるのに、第３図に示したちの以外の特別のテ
ーブルは必要ではない。記憶保護されてない共通のアド
レス範囲は、その識別が制御ブロック中にあり、各ユニ
ットごとに共通なので、特別な考慮を払う必要はない。
ットにあるかを記述し、また、あるパリティ・グループ
によって記憶保護されない各ユ二ットに共通なアドレス
範囲を識別する。記憶保護されてない各ユニットに共通
な範囲を設けると、パリティ記憶保護体系が簡単になる
。各記憶装置」二の同一の物理アドレスが排他的ＯＲさ
れて、パリティ情報が決定されるので、情報とパリティ
を相関させるのに、第３図に示したちの以外の特別のテ
ーブルは必要ではない。記憶保護されてない共通のアド
レス範囲は、その識別が制御ブロック中にあり、各ユニ
ットごとに共通なので、特別な考慮を払う必要はない。
パリティ制御ブロック３１６は、第３図の記憶装置９〜
１３のセットに相当する。この５つのユニットは、第２
図の記憶装置３０〜３８と考えることができる。パリテ
ィ・グループの記憶装置への割当ては、連鎖式に行なわ
れる。連続する１６メガバイトの各記憶域は、そのパリ
ティ・グループがユニット３０、すなわち第３図のユニ
ット番号９から始まる連続する記憶装置に記憶されてい
る。ユニット番号９は、記憶装ｗ９〜１３（３０〜３８
）に対するストライプの８０〜９６メガバイＩ〜の範囲
に対するパリティ・グループをも含む。
１３のセットに相当する。この５つのユニットは、第２
図の記憶装置３０〜３８と考えることができる。パリテ
ィ・グループの記憶装置への割当ては、連鎖式に行なわ
れる。連続する１６メガバイトの各記憶域は、そのパリ
ティ・グループがユニット３０、すなわち第３図のユニ
ット番号９から始まる連続する記憶装置に記憶されてい
る。ユニット番号９は、記憶装ｗ９〜１３（３０〜３８
）に対するストライプの８０〜９６メガバイＩ〜の範囲
に対するパリティ・グループをも含む。
そのセラ１〜の最後のス１−ライブは、そのパリティか
に番目のユニツ１−に記憶されている。ただし、Ｋはパ
リティ・ブロックの割当てが終わるユニットである。と
いうのは、記憶保護されたストライプはこれ以上ないか
らである。
に番目のユニツ１−に記憶されている。ただし、Ｋはパ
リティ・ブロックの割当てが終わるユニットである。と
いうのは、記憶保護されたストライプはこれ以上ないか
らである。
制御ブロック３１８は、記憶装置の１番目のセット中の
Ｎ−２ないしＮの記憶装置のセットに相当する。パリテ
ィ・ブロックが割り当てられた最後のユニットは、Ｌと
記され、そのセット中のストライプの数に応じてそのセ
ラ１〜中の３つのユニツ１〜のうちの１．つに相当する
。１番目のセラＩ〜は。
Ｎ−２ないしＮの記憶装置のセットに相当する。パリテ
ィ・ブロックが割り当てられた最後のユニットは、Ｌと
記され、そのセット中のストライプの数に応じてそのセ
ラ１〜中の３つのユニツ１〜のうちの１．つに相当する
。１番目のセラＩ〜は。
最小数、すなわち、３つの記憶装置を含み、パリティ記
憶保護を実現するために望ましいと考えられる。２つの
ユニットの使用も可能だが、ミラー操作と同様であり、
排他的ＯＲステップが１つ余分に含まれる。以下で論じ
るシステムの特定の制約条件のために、好ましい実施例
では１セツ１−に８ユニットを最大値として選択した。
憶保護を実現するために望ましいと考えられる。２つの
ユニットの使用も可能だが、ミラー操作と同様であり、
排他的ＯＲステップが１つ余分に含まれる。以下で論じ
るシステムの特定の制約条件のために、好ましい実施例
では１セツ１−に８ユニットを最大値として選択した。
ナツト中に９つ以上のユニツ）〜を使っても、記憶保護
は失な＝１５− ねれない。
は失な＝１５− ねれない。
１セツト中に非常に多数のユニットがある場合、各ユニ
ットを読み取らなければならないため１つのユニットに
障害が発生したときに失われるデータの再構成にかかる
時間が長くなる。また、同時に２ユニット以上が失なわ
れる可能性が増大する。
ットを読み取らなければならないため１つのユニットに
障害が発生したときに失われるデータの再構成にかかる
時間が長くなる。また、同時に２ユニット以上が失なわ
れる可能性が増大する。
この事態が発生した場合、上能の単一パリティを使って
、失われたユニットのどちらかからデータを再構成する
ことが不可能になる。本発明は、パリティと同じように
記憶でき、２台以上の記憶装置に障害が発生した場合に
多重ビツト訂正が行なえる、より複雑なデータ保護コー
ドをカバーするのに充分な広さがあると考えられる。Ｉ
ＢＭ ＴＤＢ Ｖｏ］、、２４、＆２（７）ｐｐ、
９８６〜９８７ＩＣ記載されているように、セラ１〜
を多次元にして、少なくとも２つの障害の発生したユニ
ツｌ−からデータを再構成できるようにすることもでき
る。別の実施例では、パテリイ自体を均等に拡散させる
のではなくて、入出力活動を均等に拡散させるために、
データ更新を頻度に基づいてパリティ情報＝１６− を拡散させる。
、失われたユニットのどちらかからデータを再構成する
ことが不可能になる。本発明は、パリティと同じように
記憶でき、２台以上の記憶装置に障害が発生した場合に
多重ビツト訂正が行なえる、より複雑なデータ保護コー
ドをカバーするのに充分な広さがあると考えられる。Ｉ
ＢＭ ＴＤＢ Ｖｏ］、、２４、＆２（７）ｐｐ、
９８６〜９８７ＩＣ記載されているように、セラ１〜
を多次元にして、少なくとも２つの障害の発生したユニ
ツｌ−からデータを再構成できるようにすることもでき
る。別の実施例では、パテリイ自体を均等に拡散させる
のではなくて、入出力活動を均等に拡散させるために、
データ更新を頻度に基づいてパリティ情報＝１６− を拡散させる。
各データ・レコードは、バージョン番号を含む１つのパ
リティ・レコードによってカバーされる複数のデータ・
レコードの更新が行なわれることがあるので、パリティ
・ブロック内の各レコードは、そのパリティ・ブロック
がカバーするスライス中の各レコードに対応するバージ
ョン標識も含む。フライスとは、データ・レコードとそ
れに対応するパリティ・レコードのセットである。バー
ジョン標識は、パリティ記憶保護体系でカバーされない
。第４図では、４つのデータ・レコード４１０．４１２
．４１４および４１６は、それぞれ４１８．４２０、／
Ｉ２２および４２４で示されたレコード・バージョン番
号をもつヘッダを有する。
リティ・レコードによってカバーされる複数のデータ・
レコードの更新が行なわれることがあるので、パリティ
・ブロック内の各レコードは、そのパリティ・ブロック
がカバーするスライス中の各レコードに対応するバージ
ョン標識も含む。フライスとは、データ・レコードとそ
れに対応するパリティ・レコードのセットである。バー
ジョン標識は、パリティ記憶保護体系でカバーされない
。第４図では、４つのデータ・レコード４１０．４１２
．４１４および４１６は、それぞれ４１８．４２０、／
Ｉ２２および４２４で示されたレコード・バージョン番
号をもつヘッダを有する。
パリティ・レコード４２６は、データ・レコード中のバ
ージョン番号に相当する４つのバージョン番号４２８，
４３０，４３２，４３４をもつヘッダを有する。バージ
ョン番号または標識は、レコード・ヘッド内で利用でき
るビット数と整合する任意の長さである。他のビン１−
が利用できないため、１ビツト長を選択している。デー
タ・レコードが変更されるたびに、そのバージョン番号
が増分される。パリティ・レコード中の対応するバージ
ョン番号も増分され、したがって両者は同じ値をとる。
ージョン番号に相当する４つのバージョン番号４２８，
４３０，４３２，４３４をもつヘッダを有する。バージ
ョン番号または標識は、レコード・ヘッド内で利用でき
るビット数と整合する任意の長さである。他のビン１−
が利用できないため、１ビツト長を選択している。デー
タ・レコードが変更されるたびに、そのバージョン番号
が増分される。パリティ・レコード中の対応するバージ
ョン番号も増分され、したがって両者は同じ値をとる。
バージョン番号は、データが失われた際にパリティ・レ
コードとスライス中の各データ・レコードの同期を検査
するのに使用される。数個のデータ・レコードに変更が
行なわれると、パリティ・レコードが変更マスクによっ
て更新される以前または以後にデータ・レコードが磁気
ディスク装置に書き込まれる。変更マスクは、パリティ
・レコードへの組込みのため待ち行列化される。バージ
ョン番号を各パリティとデータ・レコードに関連させる
と、磁気ディスク装置に書き込まれた所定のデータ・レ
コードに対するパリティ・レコードの更新をデータ・レ
コードの更新と同じ順序で行なわれなければならないと
いう制約条件が加わる。
コードとスライス中の各データ・レコードの同期を検査
するのに使用される。数個のデータ・レコードに変更が
行なわれると、パリティ・レコードが変更マスクによっ
て更新される以前または以後にデータ・レコードが磁気
ディスク装置に書き込まれる。変更マスクは、パリティ
・レコードへの組込みのため待ち行列化される。バージ
ョン番号を各パリティとデータ・レコードに関連させる
と、磁気ディスク装置に書き込まれた所定のデータ・レ
コードに対するパリティ・レコードの更新をデータ・レ
コードの更新と同じ順序で行なわれなければならないと
いう制約条件が加わる。
そうしなければ、バージョン番号が不正確になる。
先入れ先出し待ち行列は変更マスクを保持するので、そ
れらのマスクは、それらが生成された順序で大容量記憶
装置上のパリティ・レコードに組み込まれる。
れらのマスクは、それらが生成された順序で大容量記憶
装置上のパリティ・レコードに組み込まれる。
ヘッダ中のビットの可用度が限られているため、バージ
ョン番号は特に注意される。各データ・レコードのバー
ジョン番号は、各レコードの６番目のバイトの最初のピ
ット位置に記憶される。パリティ・レコード中の対応す
るバージョン番号は、ヘッダの６番目のバイトの最初４
ビツトの位置および８番目のバイトの最初３ビツトの位
置に含まれる。パリティ・レコードのヘッダのバージョ
ン番号のピット位置を、上述の順序に対応してビット１
〜７と呼ぶこととする。１セツト中のユニットに、セッ
トのパリティ制御ブロック中でのユニットの順序に対応
して１〜ｎの番号が付けている。
ョン番号は特に注意される。各データ・レコードのバー
ジョン番号は、各レコードの６番目のバイトの最初のピ
ット位置に記憶される。パリティ・レコード中の対応す
るバージョン番号は、ヘッダの６番目のバイトの最初４
ビツトの位置および８番目のバイトの最初３ビツトの位
置に含まれる。パリティ・レコードのヘッダのバージョ
ン番号のピット位置を、上述の順序に対応してビット１
〜７と呼ぶこととする。１セツト中のユニットに、セッ
トのパリティ制御ブロック中でのユニットの順序に対応
して１〜ｎの番号が付けている。
バージョン番号は、パリティ・レコード・ヘッダ中のユ
ニット番号にもとづいて昇順に記憶され、パリティ・ユ
ニットを飛び越す。３番目のユニットがパリティ・ユニ
ットの場合、最初２つのユニットに相当するバージョン
番号が、ビット位置１と２に記憶される。４番目のユニ
ットに相当するバージョン番号は、ピット位置３に記憶
される。
ニット番号にもとづいて昇順に記憶され、パリティ・ユ
ニットを飛び越す。３番目のユニットがパリティ・ユニ
ットの場合、最初２つのユニットに相当するバージョン
番号が、ビット位置１と２に記憶される。４番目のユニ
ットに相当するバージョン番号は、ピット位置３に記憶
される。
ｎ番目のユニットのバージョン番号は、パリティ・レコ
ードのヘッダ中の位１１ｎ−１にある。このようにして
バージョン番号を記憶すると、記憶容量の制限を考慮し
た上で可能な最大のセットが実現可能である。余分な記
憶域を用いると、セットのサイズを、システムの他の考
慮点に応じて最適化できる。パリティ・ヘッダ中のバー
ジョン番号の位置決めを行なえば、ユニット番号とピッ
ト位置の直線的対応関係書が得られる。
ードのヘッダ中の位１１ｎ−１にある。このようにして
バージョン番号を記憶すると、記憶容量の制限を考慮し
た上で可能な最大のセットが実現可能である。余分な記
憶域を用いると、セットのサイズを、システムの他の考
慮点に応じて最適化できる。パリティ・ヘッダ中のバー
ジョン番号の位置決めを行なえば、ユニット番号とピッ
ト位置の直線的対応関係書が得られる。
各データ・レコードは、他のいかなるデータ・レコード
とも無関係なバージョン番号をもつので、同じパリティ
・レコードによってカバーされる異なるデータ・レコー
ドの更新に直列化は必要でない。主記憶装置との間での
レコードの転送は、処理速度を向上させるためのシステ
ム・スループット上の他の考慮点にもとづいて行なわれ
ることもある。この分離されたバージョン番号を使うと
、データ・レコード書込み操作をスケジュール化し、パ
リティ更新要求を待ち行列化する前に、大容量記憶装置
からパリティ・レコードを読み取る必要もなくなる。
とも無関係なバージョン番号をもつので、同じパリティ
・レコードによってカバーされる異なるデータ・レコー
ドの更新に直列化は必要でない。主記憶装置との間での
レコードの転送は、処理速度を向上させるためのシステ
ム・スループット上の他の考慮点にもとづいて行なわれ
ることもある。この分離されたバージョン番号を使うと
、データ・レコード書込み操作をスケジュール化し、パ
リティ更新要求を待ち行列化する前に、大容量記憶装置
からパリティ・レコードを読み取る必要もなくなる。
バージョン番号が占める記憶域を制限するために、最大
値から最小値へ循環することが誤りなく許される。こう
すると、バージョン番号が再使用できる。１ビツトのバ
ージョン番号を使用する場合、そのバージョン番号は、
１とＯの間を循環する。すなわち、そのバージョン番号
は２つの値をとる。ビット数のより高いバージョン番号
は、より多くの値をとる。データ・レコードとパリティ
・レコードの更新は非同期なので、更新されたバージョ
ン番号が現存のバージョン番号と混同される恐れがある
場合、データ・レコードの更新は保持される。こうした
混同が発生するのは、更新に関連するバージョン番号と
同じバージョン番号が大容量記憶装置上のデータ・レコ
ードまたはパリティ・レコード上に存在する場合である
。考慮すべき時間枠は、新しいパリティ更新會求が先入
れ先出しくＦ Ｉ ＦＯ）待ち行列に置かれた時からそ
の要求が完了される時までである。データ・レコードも
、更新要求が完了したと思われる前に更新されなければ
ならない。
値から最小値へ循環することが誤りなく許される。こう
すると、バージョン番号が再使用できる。１ビツトのバ
ージョン番号を使用する場合、そのバージョン番号は、
１とＯの間を循環する。すなわち、そのバージョン番号
は２つの値をとる。ビット数のより高いバージョン番号
は、より多くの値をとる。データ・レコードとパリティ
・レコードの更新は非同期なので、更新されたバージョ
ン番号が現存のバージョン番号と混同される恐れがある
場合、データ・レコードの更新は保持される。こうした
混同が発生するのは、更新に関連するバージョン番号と
同じバージョン番号が大容量記憶装置上のデータ・レコ
ードまたはパリティ・レコード上に存在する場合である
。考慮すべき時間枠は、新しいパリティ更新會求が先入
れ先出しくＦ Ｉ ＦＯ）待ち行列に置かれた時からそ
の要求が完了される時までである。データ・レコードも
、更新要求が完了したと思われる前に更新されなければ
ならない。
新しい更新要求が完了する前にディスク上に存在するバ
ージョン番号は、すべて待ち行列にある以前の更新要求
のすべての値と待ち行列中で最初の（最古の）要求要素
に先行する値とを含む。更新要求が完了するまでに待ち
行列から除去されない場合、同じデータ・レコードに対
する待ち行列上に他の要求がある場合に新しい更新が待
つことだけが必要で、新しいデータ・レコードに対する
増分されたバージョン番号が、依然待ち行列中にある最
初の要求要素に先行するバージョン番号と一致する。
ージョン番号は、すべて待ち行列にある以前の更新要求
のすべての値と待ち行列中で最初の（最古の）要求要素
に先行する値とを含む。更新要求が完了するまでに待ち
行列から除去されない場合、同じデータ・レコードに対
する待ち行列上に他の要求がある場合に新しい更新が待
つことだけが必要で、新しいデータ・レコードに対する
増分されたバージョン番号が、依然待ち行列中にある最
初の要求要素に先行するバージョン番号と一致する。
待ち行列中の更新要求の数が小さい間は、更新をスケジ
ュール化する前に待ち行列を探索するためのパフォーマ
ンス費用は大したものではない。
ュール化する前に待ち行列を探索するためのパフォーマ
ンス費用は大したものではない。
待ち行列に使用される記憶域へのアクセスの速さが妥当
であっても、パフォーマンス費用が減少する。主記憶装
置は待ち行列に適切な記憶域をもたらす。待ち行列中の
更新要求の数を小さくすることは、どの要求も待時間が
長くなりすぎないようにするのにも重要である。
であっても、パフォーマンス費用が減少する。主記憶装
置は待ち行列に適切な記憶域をもたらす。待ち行列中の
更新要求の数を小さくすることは、どの要求も待時間が
長くなりすぎないようにするのにも重要である。
好ましい実施例の場合のようにバージョン番号が単一ピ
ッ１〜・フラッフとして実現されるときは、新しい更新
を待たなければならないかどうかを決定するために、同
じデータ・レコードに対する以前の更新要求の待ち行列
を探索するだけでよい。
ッ１〜・フラッフとして実現されるときは、新しい更新
を待たなければならないかどうかを決定するために、同
じデータ・レコードに対する以前の更新要求の待ち行列
を探索するだけでよい。
同じデータ・ブロックに対する待ち行列中に不完全な要
求がある場合、新しい要求を常に待たなければならない
ので、バージョン番号の値を検査する必要はない。
求がある場合、新しい要求を常に待たなければならない
ので、バージョン番号の値を検査する必要はない。
好ましい実施例では、レコード・ヘッダは本発明を実現
するのに利用できる７つの未使用ビットを含む。このた
め、」、セットに含まれるユニッ１−の数が制限される
。７つのバージョン番号だけがパリティ・レコード中に
保持されており、したがって合計最高８つまでのユニッ
１へがパリティ記憶保護セラｌ〜に含まれる。前述のよ
うに、もつと多くのユニツ］〜または最低３つのユニッ
トの場合でも本発明を効率的に利用できる。
するのに利用できる７つの未使用ビットを含む。このた
め、」、セットに含まれるユニッ１−の数が制限される
。７つのバージョン番号だけがパリティ・レコード中に
保持されており、したがって合計最高８つまでのユニッ
１へがパリティ記憶保護セラｌ〜に含まれる。前述のよ
うに、もつと多くのユニツ］〜または最低３つのユニッ
トの場合でも本発明を効率的に利用できる。
パリティ保護システムの構成
データのパリティ保護システムの構成は、ユーザによっ
て第５図の流れ図の５１０から開始される。プロセッサ
１２上でセットアツプ・タスクにより、流れ図のブロッ
ク５１２で、パリティ制御ブロック３１４〜３１８が構
築される。このタスクは、構成ユニット・テーブル３１
２中の情報を使用して、システムに接続された記憶装置
を識別する。ＩＢＭ３３７０などの記憶装置は、独立に
アクセス可能なアームなど複数の独立ユニットを内部に
含んでいるが、任意の特定のセットに対して記憶装置か
ら１つのユニツ１−だけ選択される。
て第５図の流れ図の５１０から開始される。プロセッサ
１２上でセットアツプ・タスクにより、流れ図のブロッ
ク５１２で、パリティ制御ブロック３１４〜３１８が構
築される。このタスクは、構成ユニット・テーブル３１
２中の情報を使用して、システムに接続された記憶装置
を識別する。ＩＢＭ３３７０などの記憶装置は、独立に
アクセス可能なアームなど複数の独立ユニットを内部に
含んでいるが、任意の特定のセットに対して記憶装置か
ら１つのユニツ１−だけ選択される。
ユニット選択の別の基準は、１セツト中にできるだけ多
くのディスク制御機構を使用することを含んでいる。こ
うした基準は、障害モードが１セツトの中の２つのユニ
ットに影響を及ぼさないようにするために使用する。セ
ットアツプ・タスクは、１セツトの中のユニツＩ−数を
最大にすることによって使用可能容量も最大にする。
くのディスク制御機構を使用することを含んでいる。こ
うした基準は、障害モードが１セツトの中の２つのユニ
ットに影響を及ぼさないようにするために使用する。セ
ットアツプ・タスクは、１セツトの中のユニツＩ−数を
最大にすることによって使用可能容量も最大にする。
制御ブロックが構築された後に、５１４で制御ブロック
中のス］−ライブ・アレイが構築される。
中のス］−ライブ・アレイが構築される。
上述のように、スＩ・ライブ・アレイは連鎖方式でパリ
ティ・ブロックを各セット中のメンバー・ユニットに割
り当てる。ストライブ・アレイは、各ユニツｌ〜の１６
メガバイ１〜・ブロックを含む連続ス１−ライブに対す
るパリティ・ブロックをどのユニットが含むかを示すよ
うに形成される。ユーザが、保護されいない記憶域のサ
イズを希望するように定義することもできる。保護され
てないストライブのアドレス範囲の定義が、制御ブロッ
クのヘッダに入力される。セットアツプ・タスクは、保
護されてないストライブからのブロックをパリティ・ブ
ロックと定義することはないので、保護されてないスト
ライブ全体がデータ・レコード用に使用できる。
ティ・ブロックを各セット中のメンバー・ユニットに割
り当てる。ストライブ・アレイは、各ユニツｌ〜の１６
メガバイ１〜・ブロックを含む連続ス１−ライブに対す
るパリティ・ブロックをどのユニットが含むかを示すよ
うに形成される。ユーザが、保護されいない記憶域のサ
イズを希望するように定義することもできる。保護され
てないストライブのアドレス範囲の定義が、制御ブロッ
クのヘッダに入力される。セットアツプ・タスクは、保
護されてないストライブからのブロックをパリティ・ブ
ロックと定義することはないので、保護されてないスト
ライブ全体がデータ・レコード用に使用できる。
次に、５１６でセラ１−アップ・タスクは、制御ブロッ
クが対応する各セットの複数のメンバー・ユニツ１へに
、制御ブロックを書き込む。制御ブロックは、回復中に
セットのメンバーを識別するために使用される。すなわ
ち、制御ブロックは、パリティの回復なしに使用可能で
なければならない。
クが対応する各セットの複数のメンバー・ユニツ１へに
、制御ブロックを書き込む。制御ブロックは、回復中に
セットのメンバーを識別するために使用される。すなわ
ち、制御ブロックは、パリティの回復なしに使用可能で
なければならない。
それを含むメンバー・ユニットの１つに障害が発生する
場合、それらの制御ブロックが、各セット中の複数のメ
ンバー・ユニットに書き込まれる。
場合、それらの制御ブロックが、各セット中の複数のメ
ンバー・ユニットに書き込まれる。
保護体系によって複数のユニットが障害から保護される
場合、制御ブロックが、回復されるユニットの数よりも
少なくとも１つ多くのユニットに書き込まれる。好まし
い実施例では、制御ブロックはセットの各メンバーに書
き込まれるので、どのユニットが制御ブロックを含むか
を決定するのにユニットを検索する必要はない。セット
が識別され制御ブロックが構築されると、セットアツプ
・タスクのブロック５１８で、バージョン番号を含むパ
リティ・ブロックの妥当性検索が行なわれる。
場合、制御ブロックが、回復されるユニットの数よりも
少なくとも１つ多くのユニットに書き込まれる。好まし
い実施例では、制御ブロックはセットの各メンバーに書
き込まれるので、どのユニットが制御ブロックを含むか
を決定するのにユニットを検索する必要はない。セット
が識別され制御ブロックが構築されると、セットアツプ
・タスクのブロック５１８で、バージョン番号を含むパ
リティ・ブロックの妥当性検索が行なわれる。
好ましい実施例では、これを、すべてのユニット上のす
べてのデータをゼロにすることによって行なわれる。偶
数パリティがパリティ記憶保護に使用されるので、結果
はすべてのデータに有効なパリティとなる。バージョン
番号もゼロから始まる。
べてのデータをゼロにすることによって行なわれる。偶
数パリティがパリティ記憶保護に使用されるので、結果
はすべてのデータに有効なパリティとなる。バージョン
番号もゼロから始まる。
次いで、このシステムは、５２０で初期プログラム・ロ
ードを実行することによって標準のやり方で初期設定さ
れる。
ードを実行することによって標準のやり方で初期設定さ
れる。
ユニットの最高数にまだ到ってないセットにメンバーを
加えることも可能である。新しいメンバーは、ゼロにし
てユニット・テーブルに加えるのが好ましい。次に、セ
ットのパリティ・ブロックが、新しいユニットを含むよ
うに再分配される。
加えることも可能である。新しいメンバーは、ゼロにし
てユニット・テーブルに加えるのが好ましい。次に、セ
ットのパリティ・ブロックが、新しいユニットを含むよ
うに再分配される。
そのセットの制御ブロックが審査され、新しいユニット
に転送されたパリティ・ブロックを含んでいたユニット
は、そのアドレス範囲がゼロになったパリティ・ブロッ
クを含んでおり、そのストライプに対するパリティ・グ
ループの妥当性検索を行なう。
に転送されたパリティ・ブロックを含んでいたユニット
は、そのアドレス範囲がゼロになったパリティ・ブロッ
クを含んでおり、そのストライプに対するパリティ・グ
ループの妥当性検索を行なう。
好ましい実施例では、制御ブロックは、新しいユニット
の追加によってセラ１−の変更が行なわれることを示す
ように、一時的に改訂される。パリティ・ブロックの再
分配中に障害が発生した場合、一時的変更が行なわれる
。次いで、既存のセットのパリティ・ブロックが、新し
いユニットを含むように再分配される。新しいユニット
に転送されたパリティ・ブロックを含んでいたユニット
は、そのアドレス範囲がゼロになったパリティ・ブロッ
クを含んでいた。再分配が完了すると、制御ブロックの
変更は永続的となる。
の追加によってセラ１−の変更が行なわれることを示す
ように、一時的に改訂される。パリティ・ブロックの再
分配中に障害が発生した場合、一時的変更が行なわれる
。次いで、既存のセットのパリティ・ブロックが、新し
いユニットを含むように再分配される。新しいユニット
に転送されたパリティ・ブロックを含んでいたユニット
は、そのアドレス範囲がゼロになったパリティ・ブロッ
クを含んでいた。再分配が完了すると、制御ブロックの
変更は永続的となる。
パリティ・ブロックを転送しないで新しいユニットを追
加することもできる。パリティ・ブロックの転送を行な
わないと、新しいユニットを追加することによって可能
になるそのセットのアクセス速度の増加を利用できない
ことになる。しかし、新しいユニットは既存のパリティ
・ブロックによって記憶保護される。
加することもできる。パリティ・ブロックの転送を行な
わないと、新しいユニットを追加することによって可能
になるそのセットのアクセス速度の増加を利用できない
ことになる。しかし、新しいユニットは既存のパリティ
・ブロックによって記憶保護される。
スライス中のレコードとパリティの更新第６図には、デ
ータ・レコードとそれに対応するパリティ・レコードの
変更が示されている。こうした変更は、データ・ベース
中のデータを変更しようとする人、または様々な理由で
変更を要求する機械処理によって呼び出される。６１０
で、処理装置１２上で動くユーザ・タスクが、変更すべ
きデータ・レコードを読み取る。ユーザ・タスクは、ま
ず６１２でデータ・レコードの追加コピーをつくり、次
いで従来の方式でデータ・レコードの変更を行なう。
ータ・レコードとそれに対応するパリティ・レコードの
変更が示されている。こうした変更は、データ・ベース
中のデータを変更しようとする人、または様々な理由で
変更を要求する機械処理によって呼び出される。６１０
で、処理装置１２上で動くユーザ・タスクが、変更すべ
きデータ・レコードを読み取る。ユーザ・タスクは、ま
ず６１２でデータ・レコードの追加コピーをつくり、次
いで従来の方式でデータ・レコードの変更を行なう。
その後、ユーザ・タスクは、６１４で変更されたデータ
・レコードとデータ・レコードの追加コピーを排他的Ｏ
Ｒすることによって変更マスクを生成する。変更された
データの最初のビットを追加コピーと排他的ＯＲして、
変更マスクの最初のビットを形成する。変更データの連
続する各ビットを同様に追加コピーの対応するビットと
排他的ＯＲＬ、て、変更マスクの他のビットを形成する
。
・レコードとデータ・レコードの追加コピーを排他的Ｏ
Ｒすることによって変更マスクを生成する。変更された
データの最初のビットを追加コピーと排他的ＯＲして、
変更マスクの最初のビットを形成する。変更データの連
続する各ビットを同様に追加コピーの対応するビットと
排他的ＯＲＬ、て、変更マスクの他のビットを形成する
。
既存の機械語命令が変更レコードのヘッダとコピーされ
たレコードのヘッダの排他的ＯＲを実行する。他の２つ
の排他的ＯＲ機械語命令が、２５６バイトのブロック中
のページの排他的ＯＲを実行する。次いで、パリティ・
レコード中のバージョン番号に対応するヘッダの位置が
、変更マスク中でゼロにされ、したがってそれらの位置
がパリティ・レコードのバージョン番号に影響を及ぼす
ことはない。
たレコードのヘッダの排他的ＯＲを実行する。他の２つ
の排他的ＯＲ機械語命令が、２５６バイトのブロック中
のページの排他的ＯＲを実行する。次いで、パリティ・
レコード中のバージョン番号に対応するヘッダの位置が
、変更マスク中でゼロにされ、したがってそれらの位置
がパリティ・レコードのバージョン番号に影響を及ぼす
ことはない。
ブロック６１６で、ユーザ・タスクはデータ・レコード
・ヘッダ中のバージョン番号を増分する。
・ヘッダ中のバージョン番号を増分する。
次いで、６１７で、ユーザ・タスクは、新しいデータの
物理アドレスから得られるユニット番号にもとづいてユ
ニット・テーブル３１２を検索することにより、どのユ
ニツ１−が当該のパリティ・レコードを含むかを決定す
る。ユニット・テーブルは、制御ブロック３１４〜３１
８のどれを使用して特定のデータ・レコードに対するパ
リティ・レコードを含むユニツ１−を識別するかを指示
する。
物理アドレスから得られるユニット番号にもとづいてユ
ニット・テーブル３１２を検索することにより、どのユ
ニツ１−が当該のパリティ・レコードを含むかを決定す
る。ユニット・テーブルは、制御ブロック３１４〜３１
８のどれを使用して特定のデータ・レコードに対するパ
リティ・レコードを含むユニツ１−を識別するかを指示
する。
この場合も、新しいデータ・レコードのアドレスを使っ
て、目的のストライプが識別される。そのスｌ〜ライブ
に対するパリティ・レコードを含むユニツ］〜が識別さ
れると、タスク６１７は、当該のユニットに対する待ち
行列６２４上にレコード・アドレスと変更マスクを含む
更新要求を出す。この更新要求は、データ・レコードが
まだ書き込まれていないことも指示する。タスク６１２
は更新要求を待ち行列６２４に置く前に、待ち行列６２
４を検索して、」二連したようなバージョン番号との混
同がないことを確認する。混同があり得る場合、ユーザ
・タスクは、混同がなくなるまで待ってから先に進む。
て、目的のストライプが識別される。そのスｌ〜ライブ
に対するパリティ・レコードを含むユニツ］〜が識別さ
れると、タスク６１７は、当該のユニットに対する待ち
行列６２４上にレコード・アドレスと変更マスクを含む
更新要求を出す。この更新要求は、データ・レコードが
まだ書き込まれていないことも指示する。タスク６１２
は更新要求を待ち行列６２４に置く前に、待ち行列６２
４を検索して、」二連したようなバージョン番号との混
同がないことを確認する。混同があり得る場合、ユーザ
・タスクは、混同がなくなるまで待ってから先に進む。
パリティ・レコードのアドレスは、新しいデータのアド
レスと同じであることがわかっている。
レスと同じであることがわかっている。
ただしアドレスのあるユニットは異なる。６１８で、新
しいデータの書込み要求が出され、待ち行列６２０に送
られる。データ・レコードが記憶機構６２２に書き込ま
れると、６２５でそのことを示す標識が待ち行列６２４
上の更新要求に送られる。次いで、流れは戻り、次のデ
ータ・レコード変更を待つ。
しいデータの書込み要求が出され、待ち行列６２０に送
られる。データ・レコードが記憶機構６２２に書き込ま
れると、６２５でそのことを示す標識が待ち行列６２４
上の更新要求に送られる。次いで、流れは戻り、次のデ
ータ・レコード変更を待つ。
パリティ更新タスクは、６２７で待ち行列６２４から次
のパリティ更新要求を獲得することによって始まる。更
新要求中で識別されたパリティ・レコードが６２６で読
み取られると、６２８で変更マスクが、パリティ・レコ
ードと排他的ＯＲされる。変更マスクはバージョン番号
に対応するビット位置にゼロを含むため、バージョン番
号は排他的ＯＲによって変更されない。排他的ＯＲは、
ユーザ・タスクのブロック６１４で使用するのと同じ排
他的○Ｒ機械語命令によって実行される。
のパリティ更新要求を獲得することによって始まる。更
新要求中で識別されたパリティ・レコードが６２６で読
み取られると、６２８で変更マスクが、パリティ・レコ
ードと排他的ＯＲされる。変更マスクはバージョン番号
に対応するビット位置にゼロを含むため、バージョン番
号は排他的ＯＲによって変更されない。排他的ＯＲは、
ユーザ・タスクのブロック６１４で使用するのと同じ排
他的○Ｒ機械語命令によって実行される。
次に、６３０で、データ・レコードに対応するパリティ
・レコードのバージョン番号が増分され、６３２で、パ
リティ・レコードに対する書込み要求が出される。その
後、パリティ更新タスクは、６２７で、次のパリティ更
新要求を獲得する。
・レコードのバージョン番号が増分され、６３２で、パ
リティ・レコードに対する書込み要求が出される。その
後、パリティ更新タスクは、６２７で、次のパリティ更
新要求を獲得する。
待ち行列６３４は、記憶装置に対するパリティ・レコー
ド書込み要求を記憶する。この場合、記憶装置６３６は
、特定の書込み要求を記憶するよう指示される。記憶ユ
ニット６３６はユニット６２２とは異なっているが、そ
れは、データ・レコードとパリティ・レコードが同じユ
ニットに書き込まれないからである。パリティ・レコー
ドの書込みが完了すると、６３７で待ち行列６２４」二
の更新要求が通知される。データの書込みとパリティの
書込み両方が完了すると、その項目が待ち行列６２４か
ら取り除かれ、もはやバージョン番号との混同が起こる
可能性がないことを示す。
ド書込み要求を記憶する。この場合、記憶装置６３６は
、特定の書込み要求を記憶するよう指示される。記憶ユ
ニット６３６はユニット６２２とは異なっているが、そ
れは、データ・レコードとパリティ・レコードが同じユ
ニットに書き込まれないからである。パリティ・レコー
ドの書込みが完了すると、６３７で待ち行列６２４」二
の更新要求が通知される。データの書込みとパリティの
書込み両方が完了すると、その項目が待ち行列６２４か
ら取り除かれ、もはやバージョン番号との混同が起こる
可能性がないことを示す。
レコードの回復
回復が実行されるのは、システムの平常操作中単一のレ
コード読取りエラーにぶつかったとき、またはユニット
全体に障害が発生したときである。
コード読取りエラーにぶつかったとき、またはユニット
全体に障害が発生したときである。
ユニットに障害が発生すると、そのユニット上の失われ
たデータが、そのセット中の複数のメンバーに記憶され
ている制御ブロック中で示されるように、そのセットの
残りのユニットから再構成される。障害の発生したユニ
ツ１−は交換または修復される。新しいユニットに対す
るデータは、そのセットの残りのメンバーからレコード
ごとに再構成される。パリティ・レコードを再構成する
には、そのセラ１〜中のデータ・レコードを読み取り、
パリティを再生するだけでよい。パリティ・レコード中
のバージョン番号は、データ・レコード中の対応するバ
ージョン番号と等しくなるように設定される。
たデータが、そのセット中の複数のメンバーに記憶され
ている制御ブロック中で示されるように、そのセットの
残りのユニットから再構成される。障害の発生したユニ
ツ１−は交換または修復される。新しいユニットに対す
るデータは、そのセットの残りのメンバーからレコード
ごとに再構成される。パリティ・レコードを再構成する
には、そのセラ１〜中のデータ・レコードを読み取り、
パリティを再生するだけでよい。パリティ・レコード中
のバージョン番号は、データ・レコード中の対応するバ
ージョン番号と等しくなるように設定される。
データ・レコードを再生するとき、まず各データ・レコ
ードで検査が行なわれ、それらのバージョン番号がその
スライスに対するパリティ・レコ−ド中のバージョン番
号と一致しているかどうか判定する。そのスライス中の
バージョン番号に一致しないものがある場合、失なわれ
たデータ標識が失われたレコードのヘッダに書き込まれ
る。バージョン番号が一致している場合、そのスライス
中のレコードが新しいレコードとルコードごとに排他的
ＯＲされる。次いで、当該のバージョン番号がパリティ
・レコードから新しいレコード・ヘッダにコピーされる
。
ードで検査が行なわれ、それらのバージョン番号がその
スライスに対するパリティ・レコ−ド中のバージョン番
号と一致しているかどうか判定する。そのスライス中の
バージョン番号に一致しないものがある場合、失なわれ
たデータ標識が失われたレコードのヘッダに書き込まれ
る。バージョン番号が一致している場合、そのスライス
中のレコードが新しいレコードとルコードごとに排他的
ＯＲされる。次いで、当該のバージョン番号がパリティ
・レコードから新しいレコード・ヘッダにコピーされる
。
データ・レコードまたはパリティ・レコード上で読取り
エラーにぶつかった場合、障害のあるレコードの内容が
、全ユニットの回復について上述したのと同じメカニズ
ムで再構成される。この場合、回復が進行中に障害のあ
るレコードを含むスライス上のすべての変更活動を保持
する必要がある。
エラーにぶつかった場合、障害のあるレコードの内容が
、全ユニットの回復について上述したのと同じメカニズ
ムで再構成される。この場合、回復が進行中に障害のあ
るレコードを含むスライス上のすべての変更活動を保持
する必要がある。
再構成に続いて、システムの平常操作が続行する。失わ
れる唯一のデータは、データまたはパリティの更新が行
われ、対応するパリティまたはデータ・レコードが書き
込まれる前にユニットに障害が起こったものである。す
なわち、障害が生じたユニット上の大半のデータは、ミ
ラー操作によるユニットの冗長オーバーヘッドなしで回
復された。１つの装置をパリティ情報と結びつけるので
はなく、パリティ情報をそのセットのメンバーに分配す
ることによって、記憶装置の並列操作を利用して、最大
のアクセス速度がもたらされる。
れる唯一のデータは、データまたはパリティの更新が行
われ、対応するパリティまたはデータ・レコードが書き
込まれる前にユニットに障害が起こったものである。す
なわち、障害が生じたユニット上の大半のデータは、ミ
ラー操作によるユニットの冗長オーバーヘッドなしで回
復された。１つの装置をパリティ情報と結びつけるので
はなく、パリティ情報をそのセットのメンバーに分配す
ることによって、記憶装置の並列操作を利用して、最大
のアクセス速度がもたらされる。
第１図は、本発明のパリティ・ブロック記憶保護分配を
組み込んだシステムの構成図、第２図は、複数の記憶装
置」二での第１図のパリティ・ブロックの分配の構成図
、 第３図は、パリティ・グループとデータ・レコードを相
関させるのに使用される論理テーブルの構成図、 第４図は、同期のためにバージョン標識を利用した記憶
ストライプ中のレコードの構成図、第５図は、パリティ
・ブロック記憶保護用の記憶装置の初期設定の流れ図、 第６図は、データ・レコードとそれに対応するパリティ
・レコードの更新に含まれるステップの流れ図である。 出願人 インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人 弁理士 岡 １） 次 生（外１名）
組み込んだシステムの構成図、第２図は、複数の記憶装
置」二での第１図のパリティ・ブロックの分配の構成図
、 第３図は、パリティ・グループとデータ・レコードを相
関させるのに使用される論理テーブルの構成図、 第４図は、同期のためにバージョン標識を利用した記憶
ストライプ中のレコードの構成図、第５図は、パリティ
・ブロック記憶保護用の記憶装置の初期設定の流れ図、 第６図は、データ・レコードとそれに対応するパリティ
・レコードの更新に含まれるステップの流れ図である。 出願人 インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人 弁理士 岡 １） 次 生（外１名）
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 データ・ブロックを記憶する複数の独立してアクセス可
能な記憶装置を有するコンピュータ・システムのための
データ保護機構であって、 複数の組のデータ・ブロックの関数として複数のパリテ
ィ・ブロックを発生するための発生手段にして、１つの
パリティ・ブロックに対応する組における複数のデータ
・ブロックがそれぞれ異なる記憶装置に記憶されるもの
であることと、記憶装置へのデータ・ブロック及びパリ
ティ・ブロックの記憶を管理するための記憶管理手段と
、すべての組のデータ・ブロックに対するパリティ・ブ
ロックを１つの記憶装置が持つことのないよう、各パリ
ティ・ブロックが記憶されるべき記憶装置を記憶管理手
段に知らせるための手段と、より成るデータ保護機構。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US873249 | 1986-06-12 | ||
| US06873249 US4761785B1 (en) | 1986-06-12 | 1986-06-12 | Parity spreading to enhance storage access |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS62293355A true JPS62293355A (ja) | 1987-12-19 |
| JPH0547857B2 JPH0547857B2 (ja) | 1993-07-19 |
Family
ID=25361257
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62110902A Granted JPS62293355A (ja) | 1986-06-12 | 1987-05-08 | データ保護装置 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US4761785B1 (ja) |
| EP (1) | EP0249091B1 (ja) |
| JP (1) | JPS62293355A (ja) |
| CA (1) | CA1270333A (ja) |
| DE (1) | DE3750790T2 (ja) |
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| JP2017004514A (ja) * | 2015-06-04 | 2017-01-05 | 華為技術有限公司Ｈｕａｗｅｉ Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｉｅｓ Ｃｏ．，Ｌｔｄ． | データ記憶方法、データ回復方法、関係する装置及びシステム |
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| US5257367A (en) * | 1987-06-02 | 1993-10-26 | Cab-Tek, Inc. | Data storage system with asynchronous host operating system communication link |
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