JP2857289B2

JP2857289B2 - ディスクアレイ装置

Info

Publication number: JP2857289B2
Application number: JP4269825A
Authority: JP
Inventors: 実希夫伊藤
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1992-10-08
Filing date: 1992-10-08
Publication date: 1999-02-17
Anticipated expiration: 2014-02-17
Also published as: JPH06119121A

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、複数のディスク装置を
並列的にアクセスしてデータ入出力処理を行うようにし
たディスクアレイ装置に関し、特に書込み処理における
処理性能の向上を狙ったディスクアレイ装置に関する。
計算機システムの外部記憶装置として、記録の不揮発
性、大容量性、データ転送の高速性等の特長を持つ磁気
ディスク装置、光ディスク装置等のディスク装置が広く
用いられている。ディスク装置に対する要求は、高速デ
ータ転送、高信頼性、大容量性、低価格である。これら
の要求を満たすものとして、ディスクアレイ装置が注目
されてきている。ディスクアレイ装置とは、小型ディス
ク装置を数題から数十台並べ、複数のディスク装置に分
散してデータを記録して、並列的にアクセスする装置で
ある。

【０００２】ディスクアレイ装置で並列的に複数のディ
スク装置にデータ転送を行えば、一台のディスク装置の
場合と比べて、ディスクの台数倍の高速データ転送が可
能になる。また、データに加えて、パリティデータなど
の冗長な情報を付け加えて記録しておくことで、ディス
ク装置の故障等を原因とするデータエラーの検出と訂正
が可能となり、ディスク装置の内容を二重化して記録す
る方法と同程度の高信頼性を、二重化より低価格で実現
することができる。

【０００３】

【従来の技術】従来、カルフォルニア大学バークレイ校
のデビット・Ａ・パターソン（ＤａｖｉｄＡ．Ｐａ
ｔｔｅｒｓｏｎ）らは、高速に大量のデータを多くのデ
ィスクにアクセスし、ディスク故障時におけるデータの
冗長性を実現するディスクアレイ装置について、レベル
１からレベル５までに分類付けを行って評価した論文を
発表している（ACM SIGMOD Conferance, Chicago, Illi
nois, June 1-3, 1988P109-P116)。

【０００４】このデビット・Ａ・パターソンらが提案し
たディスクアレイ装置を分類するレベル１〜５は、ＲＡ
ＩＤ（ＲｅｄｕｎｄａｎｔＡｒｒａｙｓｏｆＩｎ
ｅｘｐｅｎｓｉｖｅＤｉｓｋｓ）１〜５と略称され
る。ＲＡＩＤ１〜５を簡単に説明すると次のようにな
る。［ＲＡＩＤ０］図１４はデータの冗長性をもたないディ
スクアレイ装置を示したもので、デビット・Ａ・パター
ソンらの分類には含まれていないが、これを仮にＲＡＩ
Ｄ０と呼ぶ。

【０００５】ＲＡＩＤ０のディスクアレイ装置は、デー
タＡ〜Ｉに示すように、ディスクアレイ制御装置１０は
ホストコンピュータ１８からの入出力要求に基づきデー
タをディスク装置３２−１〜３２−３のそれぞれに分散
させているだけであり、ディスク故障時におけるデータ
の冗長性はない。［ＲＡＩＤ１］ＲＡＩＤ１のディスクアレイ装置は図１
５に示すように、ディクス装置３２−１に格納したデー
タＡ〜ＤのコピーＡ´〜Ｄ´を格納したミラーディスク
装置３２−２を備える。ＲＡＩＤ１はディスク装置の利
用効率が低いが冗長性をもっており、簡単な制御で実現
できるため、広く普及している。［ＲＡＩＤ２］ＲＡＩＤ２のディスクアレイ装置はデー
タをビットやバイト単位でストライピング（分割）し、
それぞれのディスク装置に並列に読み書きを行う。スト
ライピングしたデータは全てのディスク装置で物理的に
同じセクタに記録する。エラー訂正コードとしてはデー
タから生成したハミングコードを使用する。データ用デ
ィスク装置の他にハミングコードを記録するためのディ
スク装置を持ち、ハミングコードから故障したディスク
装置を特定して、データを復元する。

【０００６】このようにハミングコードによる冗長性を
備えることでディスク装置が故障しても正しいデータを
確保できるが、ディスク装置の利用効率が悪いために実
用化されていない。［ＲＡＩＤ３］ＲＡＩＤ３のディスクアレイ装置は、図
１６に示す構成をもつ。即ち、図１７に示すように例え
ばデータａ，ｂ，ｃをビットまたはセクタ単位にデータ
ａ１〜ａ３，ｂ１〜ｂ３，ｃ１〜ｃ３に分割し、更にデ
ータａ１〜ａ３からパリティＰ１を計算し、データｂ１
〜ｂ３からパリティＰ２を計算し、データｃ１〜ｃ３か
らパリティＰ３を計算し、図１６のディスク装置３２−
１〜３２−４を同時並列的にアクセスして書き込む。

【０００７】ＲＡＩＤ３では、データの冗長性はパリテ
ィにより保持される。また分割したデータの並列処理に
よりデータの書込み時間は短縮できる。しかし、１回の
書込み又は読出しのアクセスで、全てのディスク装置３
２−１〜３２−４の並列的なシーク動作を必要とする。
このため大量のデータを連続して扱う場合には有効であ
るが、少量のデータをランダムにアクセスするトランザ
クション処理のような場合には、データ転送の高速性が
生かせず、効率が低下する。［ＲＡＩＤ４］ＲＡＩＤ４のディスクアレイ装置は、図
１８に示すように、１つのデータをセクタ単位に分割し
て同じディスク装置に書込む。例えばディスク装置３２
−１をみると、データａをセクタデータａ１〜ａ４に分
割して書き込んでいる。パリティは固定的に決めたディ
スク装置３２−４に格納している。ここでデータａ１，
ｂ１，ｃ１からパリティＰ１が計算され、データａ２，
ｂ２，ｃ２からパリティＰ２が計算され、データａ３，
ｂ３，ｃ３からパリティＰ３が計算され、データａ４，
ｂ４，ｃ４からパリティＰ４が計算されている。

【０００８】データ読出しは、ディスク装置３２−１〜
３２−３に対して並列して読み出しできる。データａ〜
ｂの読出しは、データａを例にとると、ディスク装置３
２−１のセクタ０〜３をアクセスしてセクタデータａ１
〜ａ４を順次読出して合成する。データ書込みは、書き
込み前のデータとパリティを読み出してから新パリティ
を計算して書き込むため、１度の書き込みにについて、
合計４回のアクセスが必要になる。例えば、ディスク装
置３２−１のセクタデータａ１を更新（書き替え）する
場合には、更新場所の旧データ（ａ１）_old 及び対応す
るディスク装置３２−４の旧パリテイ（Ｐ１）_old を読
出し、新データ（ａ１）_new と整合性のとれた新パリテ
ィ（Ｐ１）_new を求めて書込む動作を、更新のためのデ
ータ書込み以外にも必要とする。

【０００９】また書込みの際に必ずパリティ用のディス
ク装置３２−４へのアクセスが起きるため、複数のディ
スク装置の書き込みを同時に実行できない。例えばディ
スク装置３２−１のデータａ１の書込みとディスク装置
３２−２のデータｂ２の同時書き込みを行なおうとして
も、同じディスク装置３２−４からパリティＰ１，Ｐ２
を読出して計算後に書込む必要があるため、同時に書込
みはできない。

【００１０】このようにＲＡＩＤ４の定義は行われてい
るが、メリットが少ないため現在のところ実用化の動き
は少ない。［ＲＡＩＤ５］ＲＡＩＤ５のディスクアレイ装置は、パ
リティ用のディスク装置を固定しないことで、並列の読
み書きを可能にしている。即ち、図１９に示すように、
セクタごとにパリティの置かれるディスク装置が異なっ
ている。ここでデータａ１，ｂ１，ｃ１からパリティＰ
１が計算され、データａ２，ｂ２，ｄ２からパリティＰ
２が計算され、データａ３，ｃ３，ｄ３からパリティＰ
３が計算され、データｂ４，ｃ４，ｄ４からパリティＰ
４が計算されている。

【００１１】並列の読み書きは、例えばディスク装置３
２−１のセクタ０のデータａ１とディスク装置３２−２
のセクタ１のデータｂ２は、パリティＰ１，Ｐ２が異な
るディスク装置３２−４，３２−３に置かれているため
重複せず、同時に読み書きができる。尚、書込み時に合
計４回のアクセスを必要とするオーバーヘッドはＲＡＩ
Ｄ４と同じである。

【００１２】このようにＲＡＩＤ５は、非同期に複数の
ディスク装置にアクセスしてリード／ライトを実行でき
るため、少量データをランダムにアクセスするトランザ
クション処理に向いている。ここでＲＡＩＤ４およびＲ
ＡＩＤ５のデータ書込みにおけるパリティデータの生成
を説明すると次のようになる。

【００１３】まず冗長情報を格納したディスクアレイ装
置では、次の（１）式により複数のディスク装置におけ
る同一記憶位置のデータの排他的論理和を取ってパリテ
ィとし、パリティ用のディスク装置に保持している。データａ（＋）データｂ（＋）・・・＝パリティＰ（１）但し、（＋）は排他的論理和記号データとパリティの格納場所は、ＲＡＩＤ４では図１７
のように特定のディスク装置３２−４に固定している。
これに対しＲＡＩＤ５では、図１８のようにパリティを
ディスク装置３２−１〜３２−４に分散させて、パリテ
ィ読み書き動作による特定のディスク装置へのアクセス
の集中を解消している。

【００１４】これらのＲＡＩＤ４およびＲＡＩＤ５のデ
ータ読出し時は、ディスク装置３２−１〜３２−４内の
データが書き換えられないので、パリティの整合性は保
持されるが、書込み時にはパリティもデータに合わせて
変更する必要がある。例えばディスク装置３２−１内の
１つの旧データ（ａ１）_old を新データ（ａ１）_new に
書き換えたとき、パリティＰ１の整合性を取るには次の
（２）式のような計算を行い、パリティを更新すること
でディスク装置のデータ全体のパリティの整合性を保つ
ことができる。旧データ（＋）旧パリティ（＋）新データ＝新パリティ（２）

【００１５】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、従来の
ＲＡＩＤ４およびＲＡＩＤ５に分類されるディスクアレ
イ装置にあっては、（２）式から分かるように、データ
書込み処理では、データ書込対象となるディスク装置内
から旧データを読出すと共にパリティ格納用のディスク
装置の書込予定位置と同一位置のパリティを先ず読出し
て新パリティを計算する必要があり、その後に新データ
と新パリティをそれぞれのディスク装置に書込むことに
なる。

【００１６】このため１度の書込みにおいて２回ずつの
読出しと書込み、即ち４回のアクセスが必要となり、処
理時間が長くなってディスクアレイ装置としての性能向
上が十分に期待できないという問題があった。一方、図
１７に示したＲＡＩＤ３に分類されるディスクアレイ装
置にあっては、ディスク装置の並び方向にデータを分割
して並列的に書込むことから、ディスク装置から旧デー
タや旧パリティを読出す必要はなく、分割データから新
パリティを計算することができ、ＲＡＩＤ４やＲＡＩＤ
５に比べると書込みの処理時間は短くできる。

【００１７】しかし、書込み時には全てのディスク装置
に対する並列的なアクセスを必要とし、ディスク装置の
個々の読み書きが要求される大量のトランザクション処
理には不向きである。本発明の目的は、上位装置からの
データ量に応じて最適なアクセス形式を選んで書込み処
理を行うようにしたディスクアレイ装置を提供する。

【００１８】本発明の他の目的は、上位装置からのデー
タ量が少ないときには複数のディスク装置の個別的にア
クセスするモードを選んで、書込み後のアクセス効率を
向上させるディスクアレイ装置を提供する。本発明の他
の目的は、上位装置からのデータ量が多いときには複数
のディスク装置の並列的にアクセスするモードを選んで
処理時間を短縮するようにしたディスクアレイ装置を提
供する。

【００１９】本発明の他の目的は、上位装置からのデー
タ量が多いときには全てのディスク装置がアクセス可能
状態にあることを条件に並列的にアクセスするモードを
選んで処理時間を短縮するようにしたディスクアレイ装
置を提供する。本発明の他の目的は、データ量が多いと
きに並列的にアクセスするモードで書込んだ後に読出し
て個別的にアクセスするモードに書き替えてるようにし
たディスクアレイ装置を提供する。

【００２０】

【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。本発明は、データ格納用とパリティ格納用の
複数のディスク装置３２−１〜３２−５を備えたディス
クアレイ４６を有し、上位装置１８から指示された書込
データ量が少ないときは、第１書込手段３４により、複
数のディスク装置３２−１〜３２−５を個別的にアクセ
スして所定長、例えばセクタ単位に分割したデータを書
込む。また上位装置１８から指示された書込みのデータ
量が多いときは、第２書込手段３６により、複数のディ
スク装置を並列的にアクセスしてセクタ単位に分割した
データを書込む。

【００２１】ここで第１書込手段３４は、図１（ｂ）の
個別的アクセスモードによる書込みを行う。この個別的
書込モードは、まずデータの書込に先立ち、書込み対象
のディスク装置の書込予定位置のデータおよび他のディ
スク装置に格納している書込予定位置と同一位置の冗長
情報としてのパリティを読出して新たな冗長情報を排他
的論理和により生成する。次に新たなセクタデータとパ
リティをデータ格納用とパリティ格納用のディスク装置
のそれぞれを個別的にアクセスして非同期に書込む。

【００２２】また第２書込手段３６は、図１（ｃ）の並
列的アクセスモードによる書込みを行う。即ち、ディス
ク並び方向に並列的に格納する複数のセクタデータの排
他的論理和から新たな冗長情報してのパリティを生成す
る。次に複数のセクタデータとパリティを複数のディス
ク装置を並列的にアクセスして非同期に書込む。また第
２書込手段３６は、データ量が多い場合、直ちに並列的
アクセスモードによる書込みを行わず、全てのディスク
装置がアクセス可能かどうかチェックしてから処理を行
う。

【００２３】この場合、複数のディスク装置の全てがア
クセス可能状態でなかった場合には、個別的アクセスモ
ードのデータ格納形式につき並列的アクセスモードに従
ってパリティを生成し、その後にディスク装置を個別的
にアクセスしてセクタデータおよびパリティを書込む。
また複数のディスク装置が全てアクセス可能状態であっ
た場合には、並列的アクセスモードでパリティを生成し
た後に複数のディスク装置に並列的に書込む。

【００２４】さらに個別的アクセスモードにおけるパリ
ティの格納位置は、ディスク装置に分散させてもよい
し、特定のディスク装置に固定してもよい。

【００２５】

【作用】このような構成を備えた本発明のディスクアレ
イ装置によれば、上位装置から書込みを指示されたデー
タ量をチェックし、基本的に、データ量が少ない場合
は、１回の書込みに時間はかかるが書込み後のトランザ
クション処理が効率よくできる個別的アクセスモードを
選択し、一方、データ量が多い場合には、トランザクシ
ョン処理には１回の書込み時間が短い並列的アクセスモ
ードを選択する。

【００２６】ここで、個別的アクセスモードはＲＡＩＤ
５（ＲＡＩＤ４でもよい）に対応し、また並列的アクセ
スモードはＲＡＩＤ３に対応していることから、本発明
は、データ量に応じてＲＡＩＤ５（又はＲＡＩＤ４）と
ＲＡＩＤ３の利点を生かした効率の良いデータ書込みを
行うことになる。更に、ＲＡＩＤ３に相当する並列的ア
クセスモードで大量のデータを書込んだ後は、ディスク
アレイ装置の空き時間等を利用し、並列的アクセスモー
ドに従って格納しているデータを読出して個別アクセス
モードにより書き替え、トランザクション処理の際のデ
ィスク装置の個別的な読み書きに対処できるようにす
る。

【００２７】このように、上位装置からの入出力要求で
指定されたデータ量に対してディクスアレイ制御装置側
でデータ量を判断し、ディスクアクセスの動作モードの
切換えを行うことにより、アクセス効率を向上し、処理
時間の短縮とデータ転送速度を向上させることができ、
入出力要求に対する性能向上が図れる。

【００２８】

【実施例】図２は本発明のディスクアレイ装置のハード
ウェア構成を示した実施例構成図である。図２におい
て、ディスクアレイ制御装置１０には制御手段としてＭ
ＰＵ１２が設けられ、ＭＰＵ１２の内部バスに上位装置
としてのホストコンピュータ１８からの入出力要求を受
けるホストインタフェース１６、制御プログラム等を固
定的に記憶したＲＯＭ２０、制御記憶として一時的なデ
ータ記憶に使用されるＲＡＭ２２、キャッシュ制御部２
４を介して接続されたキャッシュメモリ２６、データ転
送バッファ２８が設けられる。

【００２９】このディスクアレイ制御装置１０に対して
は、ディスクアレイ４６が設けられる。ディスクアレイ
４６は、この実施例にあってはディスク装置３２−１〜
３２−１２の１２台を備えており、５台のディスク装置
３２−１〜３２−５によりランク４８−１を構成し、ま
た同じく５台のディスク装置３２−６〜３２−１０でラ
ンク４８−２を構成し、ディスク装置３２−１１，３２
−１２の２台は予備機として設けられている。

【００３０】ランク４８−１，４８−２に設けられたデ
ィスク装置はディスク並び方向の同一位置を組としてデ
ィスクアレイ装置１０より共通にアクセスを受けるよう
にしている。即ち、ディスクアレイ制御装置１０にはデ
バイスアダプタ３０−１〜３０−６が設けられ、例えば
デバイスアダプタ３０−１にランク４８−１の最初のデ
ィスク装置３２−１を接続し、またランク４８−２の最
初のディスク装置３２−６を接続している。

【００３１】図３は図２のハードウェア構成を対象に本
発明によるアクセス機能を示した機能ブロック図であ
る。図３において、ディスクアレイ制御装置１０にはコ
マンド解読部３８、第１書込部３４、第２書込部３６、
書込モード管理テーブル４０、読出部４２およびディス
クアクセス部４４が設けられる。ここでコマンド解読部
３８、第１書込部３４、第２書込部３６、読出部４２お
よびディスクアクセス部４４の機能は図２に示したＭＰ
Ｕ１２によるプログラム制御で実現され、また書込モー
ド管理テーブル４０は制御記憶としてのＲＡＭ２２上に
展開される。

【００３２】コマンド解読部３８はホストコンピュータ
１８からの入出力要求に伴うコマンドを解読し、コマン
ドが書込コマンドであった場合には書込データのデータ
量に応じて第１書込部３４または第２書込部３４を選択
して、ディスクアクセス部４０を介してディスクアレイ
４６に対する書込処理を実行する。ここで、第１書込部
３４は書込データ量が少ないときに起動し、例えばラン
ク４８−１のディスク装置３２−１〜３２−５を例にと
ると、各ディスク装置３２−１〜３２−５を個別的にア
クセスしてセクタ単位に分割したデータを書き込む個別
的アクセスモードによる書込処理を実行する。この個別
的書込モードは、図１９に示したＲＡＩＤ５の動作モー
ドに相当する。

【００３３】一方、第２書込部３６は書込データ量が多
いときに起動し、例えばランク４８−１のディスク装置
３２−１〜３２−４を並列的にアクセスして、セクタ単
位に分割したデータを書き込む並列的アクセスモードに
従った書込処理を実行する。この第２書込部３６による
並列的アクセスモードによる書込処理は、図１６に示し
たＲＡＩＤ３の動作モードに相当する。

【００３４】更に、第２書込部３６にあっては、データ
量が多いときに直ちに並列的アクセスモードによる書込
処理を実行するのではなく、書込みに先立ってアクセス
対象とする、例えば４８−１のディスク装置３２−１〜
３２−５の全てがアクセス可能状態にあるか否かチェッ
クし、可能状態にあれば並列的アクセスモードによるデ
ータ書込みを実行する。

【００３５】これに対し、全てのディスク装置３２−１
〜３２−５がアクセス可能状態になかった場合には、第
１書込部３４で行う個別的アクセスモードに従ったデー
タ格納形式となる書込みを行うが、冗長情報としてのパ
リティの生成については、第２書込部３６固有の並列的
アクセスモードに従ってディスク装置からパリティ及び
データを読み出すことなくパリティを生成できるように
している。

【００３６】書込モード管理テーブル４０には第１書込
部３４と第２書込部３６による書込モードを示す情報が
セクタ単位で登録される。読出部４２はコマンド回読部
３８で読出コマンド解読したさいに起動され、読出しが
指示されたセクタアドレスにより書込モード管理テーブ
ル４０を参照し、個別的書込モードまたは並列的書込モ
ードに従った読出をディスクアクセス部４４を介して実
行する。この場合の読出しは、いずれのモードにあって
も、複数のディスク装置から並列した読出しができる。

【００３７】図４は本発明における書込データのセクタ
単位への分割を示した説明図である。図４において、
今、ホストコンピュータ１８より書込みのためのデータ
ａ，ｂ，ｃ，ｄが転送されてきたとすると、第１書込部
３４または第２書込部３６によるディスクアレイ４６に
対する書込処理のため、各データａ〜ｄをセクタ単位に
分割する。例えば、データａについては、セクタデータ
ａ１〜ａ４の４つに分割する。他のデータｂ〜ｄについ
ても同様に、４つのセクタデータに分割する。

【００３８】図５は図３の第１書込部３４による個別的
アクセスモードの説明図である。この個別的アクセスモ
ードはＲＡＩＤ５の動作モードに相当する。図５におい
て、個別的アクセスモードにおけるパリティの生成形式
は、ディスク装置の書込対象セクタから旧データを読み
出すと共に旧データと同一位置のパリティ用ディスク装
置から旧パリティを読み出し、このようにしてディスク
装置側から読み出した旧データと旧パリティ、更に新た
に書き込むセクタデータ即ち新データとの排他的論理和
をとって新パリティを生成する。

【００３９】また、個別的アクセスモードのデータ格納
形式は分割前のデータ単位に各ディスク装置を個別に割
り当てることを基本としており、例えばディスク装置３
２−１〜３２−５の第１セクタには、図４に示したデー
タａ〜ｄの中の最初のセクタデータａ１，ｂ１，ｃ１，
ｄ１、更にパリティＰ１が格納される。これらのディス
ク装置３２−１〜３２−５に対する書込みは、各ディス
ク装置を個別的にアクセスして書き込むようになる。

【００４０】図６は図３の第２書込部３６が行う並列的
アクセスモードの説明図であり、ＲＡＩＤ３の動作モー
ドに相当する。図６において、並列的アクセスモードに
おけるパリティの生成形式は、図４に示すようにセクタ
単位に分割したデータをディスク装置３２−１〜３２−
５の並び方向に格納することから、データａ〜ｄの各セ
クタデータの排他的論理和によって各パリティＰ１〜Ｐ
４を生成することができる。このため、パリティの生成
にはディスク装置からの旧データ及び旧パリティの読出
しは必要とせず、データ書込みの処理時間を短くでき
る。

【００４１】図７は図３の第２書込部３６においてパリ
ティは並列的アクセスモードで生成し、データの格納は
個別的アクセスモードとした組合せの説明図である。図
７において、図４に示すように書込データの分割により
得られたセクタデータについては、図５に示した個別的
アクセスモードに従ったデータ格納形式となることか
ら、この格納形式を想定したセクタデータの並びを生成
し、同一セクタ位置にある例えばセクタデータａ１，ｂ
１，ｃ１，ｄ１の排他的論理和からパリティＰ１を生成
する。残りのセクタデータについても同様である。

【００４２】このため、データ格納形式は個別的アクセ
スモードに従っていてもパリティの生成は並列的アクセ
スモードによることから、ディスク装置３２−１〜３２
−５からの旧データ及び旧パリティの読出しが不要とな
り、図６に示した純粋な並列的アクセスモードに比べ書
込処理時間を短縮できる。尚、ディスク装置３２−１〜
３２−５に対するデータ書込みは図５の個別的アクセス
モードと同様、ディスク装置３２−１〜３２−５を個別
的にアクセスして非同期に書き込むことから、図６の並
列的アクセスモードによる並列書込みに比べると処理時
間はかかることになる。従って、図６の組合せ方式は図
５の個別的アクセスモードと図６の並列的アクセスモー
ドの、ちょうど中間的な書込モードといえる。

【００４３】図８は図６に示した並列的アクセスモード
でディスク装置に書込みを行った後の個別的アクセスモ
ードによる書替えを示した説明図である。図８におい
て、データ量が多く、且つ全てのディスク装置がアクセ
ス可能状態で行う並列的アクセスモードによるデータ書
込みは、本来、書き込むべきディスク装置がランク４８
−１に属するディスク装置３２−１〜３２−５であった
場合、書込み後の書替えを可能とするため、別のランク
４８−２に属するディスク装置３２−６〜３２−１０に
対し行う。

【００４４】このように、別のランク４８−２のディス
ク装置３２−６〜３２−１０に対し、並列的アクセスモ
ードでデータ書込みが済んだならば、ディスクアレイ制
御装置１０に示すように、まずランク４８−２のディス
ク装置３２−６〜３２−１０からセクタデータ及びパリ
ティデータを読み出し、並列的アクセスモードに従った
本来のランク４８−１に属するディスク装置３２−１〜
３２−５に対するデータ格納形式を想定してパリティを
生成する。

【００４５】例えば、ランク４８−２のディスク装置３
２−６からセクタデータａ１，ｂ１，ｃ１，ｄ１を読み
出した場合には、全てのセクタデータの排他的論理和か
ら新たなパリティＰ１０を生成し、ランク４８−１のデ
ィスク装置３２−１〜３２−５のディスク並び方向の同
一セクタ位置に図示のようにセクタデータａ１，ｂ１，
ｃ１，ｄ１及びパリティデータＰ１０を書き込む。

【００４６】以下同様に、ディスク装置３２−７〜３２
−９について個別的アクセスモードのデータ格納形式へ
の書替えを行う。図９は本発明の全体的な処理動作を示
したフローチャートであり、まずステップＳ１でホスト
コンピュータ１８からのホストコマンドの受領の有無を
チェックしており、ホストコンピュータからの入出力要
求に基づくホストコマンドを受領すると、ステップＳ２
でコマンドを解読する。コマンドの解読結果から、ライ
ト要求であればステップＳ３からステップＳ４に進み、
ライト処理を実行する。

【００４７】一方、リード要求であればステップＳ５に
進み、リード処理を実行する。図１０はリード処理の詳
細を示したフローチャートであり、ステップＳ１でまず
書込モード管理テーブル４０を参照し、ステップＳ２で
個別的アクセスモードによる書込みか否かチェックす
る。本発明にあっては、個別的アクセスモードに従った
ディスク装置のデータ格納形式を前提としているが、書
替えが済んでない並列的アクセスモードの格納形式が残
っている場合もあることから、ステップＳ２で個別的ア
クセスモードによる書込みか否かチェックする。

【００４８】個別的アクセスモードの書込みデータを対
象とした読出しであれば、ステップＳ３で対応した読出
しを実行する。即ち、上位装置からのコマンドで指定さ
れたディスクＩＤとデータアドレスにより対応するディ
スク装置を個別的にアクセスしてセクタデータを読み出
し、図２に示したディスクアレイ制御装置１０内のデー
タ転送バッファ２８に一旦格納した後、ホストインタフ
ェース１６を介してホストコンピュータ１８に転送す
る。

【００４９】また並列的アクセスモードの書込みデータ
を対象とした読出しであれば、ステップＳ４で上位装置
からのコマンドで指定されたディスクＩＤとデータアド
レスにより対応するディスク装置を個別的又は並列的に
アクセスしてセクタデータを読み出し、データ転送バッ
ファ２８に一旦格納した後、ホストインタフェース１６
を介してホストコンピュータ１８に転送する。

【００５０】図１１は図９のステップＳ４に示したライ
ト処理の詳細を示したフローチャートである。この図１
１のフローチャートに従った処理が図３に示したコマン
ド解読部３８，第１書込部３４，第２書込部３６及びデ
ィスクアクセス部４０の機能により実現される。

【００５１】図１１において、まずステップＳ１でパリ
ティ生成形式及びデータ格納形式を個別的アクセスモー
ドに設定する。続いてステップＳ２で、ホストコンピュ
ータから送られてきた書込データ量βが、予め定めたデ
ータ量αより大きいか否かチェックする。ここで、書込
データ量βが規定データ量αより少なかった場合にはス
テップＳ３に進み、ステップＳ１で設定した個別的アク
セスモードに従ってパリティデータを生成した後、ディ
スク装置に書き込むようになる。

【００５２】このステップＳ３の個別的アクセスモード
によるディスク装置への書込みにあっては、パリティの
生成にディスク装置からの旧データと旧パリティの読出
しを必要とすることから１回の書込みの処理時間が長く
なるが、書込データ量βが少ないことから全体としての
アクセス時間そのものは、それ程、長くはならない。一
方、ステップＳ２で書込データ量βが規定データ量αよ
り多かった場合にはステップＳ４以降の処理に進む。こ
のステップＳ４以降の処理が図３に示した第２書込部３
６の処理となる。

【００５３】まずステップＳ４でパリティ生成形式をス
テップＳ１で設定した個別的アクセスモードから並列的
アクセスモードに変更する。この結果、パリティ生成に
ついては並列的アクセスモードが設定され、一方、デー
タ格納形式については個別的アクセスモードが設定され
たことになる。続いてステップＳ５で書込対象となるラ
ンクに属する全ディスク装置がアクセス可能か否かチェ
ックする。書込対象とするランクに属するディスク装置
の内、１台でもビジィ状態にあるとステップＳ６に進
み、ステップＳ４の設定結果に基づき、並列的アクセス
モードでパリティを生成し、次に個別的アクセスモード
に従ってディスク装置にデータを書き込む。

【００５４】この並列的アクセスモードによるパリティ
の生成と個別的アクセスモードによるデータ格納の組合
せは図７に示した通りである。ステップＳ５でアクセス
対象とするランクの全ディスク装置がアクセス可能であ
った場合にはステップＳ７に進み、データ格納形式につ
いても並列的アクセスモードに変更する。これによりパ
リティ生成形式及びデータ格納形式の両方について並列
的アクセスモードが設定されたことになる。続いてステ
ップＳ８で並列的アクセスモードに従ってディスクアレ
イ制御装置１０側でパリティを生成し、書込対象とは異
なる別ランクのディスク装置に対し並列的アクセスモー
ドに従ったデータ書込みを実行する。

【００５５】この並列的アクセスモードによるデータ書
込みは、図６に示したようにパリティの生成にディスク
装置の読出しを必要とせず、且つ全てのディスク装置を
並列的にアクセスして非同期に書き込むことができるた
め、データ量が多くても高速のデータ書込みを行うこと
ができる。続いてステップＳ９に進み、図８に示したよ
うに別ランクのディスク装置に並列的アクセスモードで
書き込んだデータをディスク単位に読み出して個別的ア
クセスモードにより対象ランクのディスク装置への書替
えを行い、個別的アクセスモードに従ったデータ格納形
式に書き替える。

【００５６】このステップＳ９における個別的アクセス
モードに従ったデータ格納形式への書替えはホストコン
ピュータからの入出力要求を妨げないため、もし入出力
要求があった場合には一旦、書替処理を中断し、入出力
要求の完了後に再開するようにすることが望ましい。図
１２は本発明における他の個別的アクセスモードの説明
図であり、図５に示した個別的アクセスモードにあって
は、パリティの格納位置をディスク装置毎に分散させて
いるが、図１２の個別的アクセスモードでは、例えばデ
ィスク装置３２−５に固定するようにしたことを特徴と
する。この個別的アクセスモードはＲＡＩＤ４に相当す
る。尚、パリティ生成形式については図５の場合と同様
である。

【００５７】図１３は図９のステップＳ４に示したライ
ト処理の他の実施例を示したフローチャートであり、図
１１のライト処理にあっては、書込データ量βが規定デ
ータ量αより多かった場合に全ディスク装置がアクセス
可能か否かで異なるアクセスモードとしているが、図１
３の実施例にあっては、ステップＳ４でパリティ生成形
式を並列的アクセスモードに変更した後、ステップＳ５
で並列的アクセスモードでパリティを生成し、個別的ア
クセスモードでディスク装置に書込みを行うようにして
おり、全ディスク装置のアクセス可能か否かに関わら
ず、図７に示した並列的アクセスモードによるパリティ
生成と個別的アクセスモードによるデータ格納とを組み
合わせた動作モードとしている。

【００５８】また、図１３の実施例にあっては、並列的
アクセスモードのみによるデータ書込みを行っていない
ことから、図８に示すような個別的アクセスモードのデ
ータ格納形式への書戻しは必要ない。尚、図２のハード
ウェア構成に示したように、上記の実施例にあっては１
つのランクにデータ格納用のディスク装置を５台、パリ
ティ格納用のディスク装置を１台設けた場合を例にとる
ものであったが、データ記録用及びパリティ記録用のデ
ィスク装置の台数は必要に応じて任意の数とすることが
できる。この点はランク数についても同様である。

【００５９】

【発明の効果】以上説明してきたように本発明によれ
ば、上位装置からの入出力要求で指定された書込データ
量に応じて並列的アクセスモードと個別的アクセスモー
ドを適切に選択することで、それぞれの動作モードを生
かしたデータ書込みを行うことができ、結果としてディ
スクアレイ装置のアクセス性能を向上することができ
る。

【図面の簡単な説明】

【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を示した実施例構成
図

【図３】本発明によるアクセス機能を示したブロック図

【図４】本発明における書込データをセクタ単位に分割
した説明図

【図５】本発明における個別的アクセスモードの説明図

【図６】本発明における並列的アクセスモードの説明図

【図７】本発明における並列的アクセスモードのパリテ
ィ生成形式と個別的アクセスモードのデータ格納形式の
組合せを示した説明図

【図８】本発明で並列的アクセスモードで書込んだ後の
個別的アクセスモードによる書き替えを示した説明図

【図９】本発明の全体的な処理動作を示したフローチャ
ート

【図１０】図４のリード処理の詳細を示したフローチャ
ート

【図１１】図４のライト処理の詳細を示したフローチャ
ート

【図１２】本発明における他の個別的アクセスモードの
説明図

【図１３】図４のライト処理の他の実施例を示したフロ
ーチャート

【図１４】ＲＡＩＤ０によるディスクアレイ装置の説明
図

【図１５】ＲＡＩＤ１によるディスクアレイ装置の説明
図

【図１６】ＲＡＩＤ３によるディスクアレイ装置の説明
図

【図１７】ＲＡＩＤ３におけるデータ分割の説明図

【図１８】ＲＡＩＤ４によるディスクアレイ装置の説明
図

【図１９】ＲＡＩＤ５によるディスクアレイ装置の説明
図

【符号の説明】

１０：ディスクアレイ制御装置１２：ＭＰＵ１４：内部バス１６：ホストインタフェース１８：ホストコンピュータ（上位装置）２０：ＲＯＭ２２：揮発性メモリ（ＲＡＭ）２４：キャッシュ制御部２６：キャッシュメモリ２８：データ転送バッファ３０−１〜３０−ｎ：デバイスアダプタ３２−１〜３２−ｎ：ディスク装置３４：第１書込手段（第１書込部）３６：第２書込手段（第２書込部）３８：コマンド解読部４０：書込モード管理テーブル４２：読出部４４：ディスクアクセス部４６：ディスクアレイ４８−１，４８−２：ランク

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (58)調査した分野(Int.Cl.⁶，ＤＢ名) G06F 3/06 301 G06F 3/06 302 G06F 3/06 540

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】データ格納用とパリティ格納用の複数のデ
ィスク装置（３２−１〜３２−５）を備えたディスクア
レイ（４６）と、上位装置（１８）から指示された書込データ量が少ない
ときは、前記複数のディスク装置（３２−１〜３２−
５）を個別的にアクセスして所定長に分割したデータを
書込む第１書込手段（３４）と、上位装置（１８）から指示された書込みのデータ量が多
いときは、前記複数のディスク装置を並列的にアクセス
して所定長に分割したデータを書込む第２書込手段（３
６）と、を備えたことを特徴とするディスクアレイ装
置。
【請求項２】請求項１記載のディスクアレイ装置に於い
て、前記第１書込手段（３４）は、所定長単位に分割し
たデータの書込みに先立ち、書込み対象のディスク装置
の書込予定位置のデータおよび他のディスク装置に格納
している書込予定位置と同一位置の冗長情報を読出して
新たな冗長情報を生成し、次に新たな分割データと冗長
情報を前記ディスク装置のそれぞれに個別的に書込むこ
とを特徴とするディスクアレイ装置。
【請求項３】請求項１記載のディスクアレイ装置に於い
て、前記第２書込手段（３６）は、所定長単位に分割し
たディスク並び方向に並列的に格納する複数のデータか
ら新たな冗長情報を生成し、次に新たな分割データと冗
長情報を前記複数のディスク装置に並列的に書込むこと
を特徴とするディスクアレイ装置。
【請求項４】請求項１記載のディスクアレイ装置に於い
て、前記第２書込手段（３６）は、前記複数のディスク
装置の全てがアクセス可能状態でなかった場合には、前
記複数のディスク装置に個別的にデータを書込む際のデ
ィスク並び方向の分割データから冗長情報を生成し、次
にディスク装置を個別的にアクセスして各分割データお
よび新たな冗長情報を書込むことを特徴とするディスク
アレイ装置。
【請求項５】請求項１記載のディスクアレイ装置に於い
て、前記第２書込手段（３６）は、前記複数のディスク
装置が全てアクセス可能状態であった場合には、所定長
単位に分割したディスク並び方向の分割から新たな冗長
情報を生成し、次に分割データと冗長情報を前記複数の
ディスク装置に並列的に書込むことを特徴とするディス
クアレイ装置。
【請求項６】請求項５記載のディスクアレイ装置に於い
て、前記第２書込手段（３６）は、分割データと冗長情
報を別に設けた複数のディスク装置に並列的に書込み、
該書込後に読出して前記第１書込手段（３４）により本
来のディスク装置を個別的にアクセスして書き替えるこ
とを特徴とするディスクアレイ装置。
【請求項７】請求項１乃至６記載のディスクアレイ装置
に於いて、前記第１書込手段（３４）および第２書込手
段（３６）による複数のディスク装置への書込み時に、
冗長情報を書込むディスク装置を分散させることを特徴
とするディスクアレイ装置。
【請求項８】請求項１乃至６記載のディスクアレイ装置
に於いて、前記第１書込手段（３４）および第２書込手
段（３６）による複数のディスク装置への書込み時に、
冗長情報を書込むディスク装置を固定させることを特徴
とするディスクアレイ装置。
【請求項９】請求項１乃至８記載のディスクアレイ装置
に於いて、前記冗長情報としてパリティデータを使用
し、前記第１書込手段（３４）はディスク装置から読出
したデータとパリティデータおよび新たに書込むデータ
の排他的論理和から新たなパリティを生成し、前記第２
書込手段（３６）はディスク並び方向に並列的に書込む
複数データの排他的論理和から新たなパリティを生成す
ることを特徴とするディスクアレイ装置。