JP3200500B2 - ディスク装置及びディスク制御方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、コンピュータシステム
に係り、特に効率の良い入出力動作を可能とするディス
ク装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】現在のコンピュータシステムでは、ＣＰ
Ｕなどの上位側が必要とするデータは２次記憶装置に格
納され、ＣＰＵでの処理の必要に応じて、ＣＰＵが２次
記憶装置に対して要求を発して、データの書き込み処
理、または読みだし処理を行なう。このような２次記憶
装置としては、一般に不揮発な記憶媒体が使用される。
磁気ディスク装置、光ディスク装置などがその代表的な
例である。

【０００３】近年の高度情報化の流れにともなって、コ
ンピュータシステムにおいて、２次記憶装置の高性能化
への要求が高まっている。その１つの解としては、比較
的容量の小さな複数のドライブによってディスクシステ
ムを構成するディスクアレイ装置がある。なお、ドライ
ブとは、ディスク装置を構成する基本単位であり、図１
５に示す構成をとる。

【０００４】ディスクアレイ装置については、ACM SIGM
OD Conference（1988.June）における、D.Patterson,
G.Gibson および R.H.Kartzらの "A Case for Redundan
t Arrays of Inexpensive Disks(RAID)" という発表に
おいて紹介があった。ディスクアレイ装置は、１回のデ
ィスクアクセスに対して、複数あるドライブを同時に動
作させて、そのアクセス・スループットを向上する。

【０００５】現在、一般的には通常のディスク装置ある
いはディスクアレイ装置ともに、ＳＣＳＩインタフェー
スを持つドライブで構成されている。そして、ドライブ
とＣＰＵなどの上位側装置との間には、ディスクコント
ローラが存在する。ＣＰＵからのディスクアクセス要求
は、ディスクコントローラに伝えられ、ディスクコント
ローラがその要求に応じてドライブに対してコマンドを
発行していく。

【０００６】ディスクアクセス発生時、ドライブでは、
ディスクコントローラからのコマンドを受けると、デー
タが存在する、あるいはデータを書き込むべきディスク
の適切なトラックまでＲｅａｄ／Ｗｒｉｔｅヘッドを移
動させ（Ｓｅｅｋ）、データの読み書きが可能になるま
でディスクの回転待ちを行なう。

【０００７】この処理は、図１６に示す形で、ＳＣＳＩ
インタフェースに基づいて行なわれる（ＳＣＳＩコマン
ド処理）。なお、ＳＣＳＩは、ANSI X3.131−1986とし
て制定されている。

【０００８】従来のディスク装置へのアクセスに対する
処理の様子を図１７のタイムチャートで示す。図１７
（ａ）は、Ｒｅａｄアクセスの様子を示す。また、図１
７（ｂ）は、Ｗｒｉｔｅアクセスの様子を示す。タイム
チャートの縦方向の流れは、ディスク装置内でのデータ
の流れを表し、ディスク、バッファは、それぞれ図１５
の１５０１、１５０６に相当する。また、各タイムチャ
ートのａ，ｂ，ｃは、それぞれディスク装置内の連続す
る単位アクセスを表す。各単位アクセスに対する処理時
間には、先述のＳＣＳＩインタフェースに係る処理時間
も含まれる。

【０００９】図１７から明らかなように、従来方式で
は、Ｒｅａｄアクセス／Ｗｒｉｔｅアクセスともに、連
続アクセスは逐次処理される。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】上記したように、従来
のディスク装置ではＲｅａｄアクセス／Ｗｒｉｔｅアク
セスともに、連続アクセスは逐次処理されるため、単位
時間あたりのデータ入出力量（アクセス・スループッ
ト）不足の問題と、アクセス受理間隔（アクセス・ピッ
チ）が長いという問題があった。

【００１１】ディスクアレイ装置は、アクセス・スルー
プット向上を実現できるが、アクセス・ピッチの問題は
依然として解決できない。

【００１２】本発明の目的は、アクセス・ピッチの短縮
をハードウェアで実現してディスク装置の性能を向上さ
せ、かつ、ディスクアクセスにともなうソフトウェアの
負担は増加させないことにある。

【００１３】

【課題を解決するための手段】本発明の特徴は、複数の
ドライブを備え、該複数のドライブをいくつかずつ複数
のドライブグループにまとめ、上位装置からの１回の書
き込みアクセスに係るデータセットをいくつかに分割
し、該分割されたデータセットを、それぞれ異なった複
数ドライブグループに振り分けて書き込みを行うディス
ク装置にある。

【００１４】本発明によれば、ディスク装置に１つまた
は複数のドライブからなるドライブグループを複数持た
せ、単位アクセスのそれぞれをドライブグループごとに
振り分けて、複数単位アクセスの並行処理を実現すると
いう手段によって、複数単位アクセスのアクセス・ピッ
チを従来よりも短縮する。

【００１５】また、本発明は、１つのドライブグループ
が１度に処理不可能な程度の長大なデータに対するディ
スクアクセス要求を受けたとき、このディスクアクセス
を複数の上記単位アクセスに切り分けて連続する単位ア
クセスに置き換えるハードウェアを用意するという手段
によって長大なデータに対するディスクアクセスを効率
良く処理する。

【００１６】さらに、本発明は、上記ディスク装置に複
数のアクセスポートを用意して、複数上位装置からのデ
ィスクアクセスから生成される各上記単位アクセスのそ
れぞれをドライブグループごとに振り分けて、複数単位
アクセスの並行処理を実現するという上記と同一の制御
手段によって、複数上位装置からのディスクアクセス要
求を同時に処理する。

【００１７】なお、以降の説明では単位アクセスを、１
つのドライブグループが１度に処理可能なデータ量を扱
うディスク装置内のドライブグループアクセス単位と定
義する。単位アクセスが扱うデータ量は、例えばドライ
ブグループ内の各ドライブのシリンダサイズの総計によ
って決まる。

【００１８】

【作用】本発明ではドライブグループを複数設けたため
に、アクセス先が分散し、連続アクセスに対する並行処
理が可能になった。結果として本発明は、効率の良いデ
ィスクアクセスを実現する。単位アクセスａ，ｂ，ｃ
は、本来、ディスク装置へのアクセスとしては、１つの
長大なデータに対するアクセスである場合がある。この
場合、本発明では、そのアクセスを自動的に単位アクセ
スａ，ｂ，ｃに切り分け、それぞれをドライブグループ
ごとに分散させるため、効率のよい処理が可能である。
さらにドライブグループを増してアクセス処理の多重度
を最適に設定すれば、よりアクセス・ピッチの短いディ
スク装置を構成できる。

【００１９】また、本発明に係るディスク装置は、複数
上位装置からのアクセス要求を、複数のドライブグルー
プに対して分散して処理させるため、複数上位装置から
のアクセス要求に対する同時処理が実現でき、効率の良
い処理が期待できる。

【００２０】なお、本発明における単位アクセスのドラ
イブグループへの振り分けは、アクセス振り分けを担当
する部分が、時分割制御で一定時間間隔ごとにアクセス
タイミングを提供するという方法で実現可能である。こ
のようにアクセス振り分けを実現すれば、その制御回路
が簡単で、常にドライブグループの状態を監視しながら
アクセス振り分け制御を行う場合（以降、非同期制御方
式と呼ぶ）に比べてハードウェア量を少なく抑えること
ができる。非同期制御方式は、独立して動作するドライ
ブグループ間の調停をとる必要もあり、そのオーバヘッ
ドが問題になる場合がある。

【００２１】

【実施例】

〔実施例１〕 （１）装置の構成 図１を用いて本発明に基づくディスク装置の構成を説明
する。本発明のディスク装置は、大きく分けてディスク
コントローラ１０２と、多数のドライブ１１２から構成
されるドライブ群１１３からなる。ディスクコントロー
ラ１０２は、上位側装置としてのＣＰＵ１０１と接続さ
れ、このＣＰＵ１０１からのディスクアクセス要求を受
付け、ディスク装置の様々な構成要素を制御しながら、
そのアクセス要求に対する処理を実現する。

【００２２】本発明では、ドライブ群１１３を構成する
多数のドライブ１１２が、いくつかづつ集まって複数の
ドライブグループ１１１を構成する。ドライブグループ
１１１は、ディスク装置内の１回の単位アクセスがアク
セス対象とするドライブ群である。本発明に係るディス
ク装置は、連続する単位アクセスを、順に異なったドラ
イブグループ１１１に振り分ける。この単位アクセスの
アクセス先振り分けは、アクセス先振り分けプロセッサ
１１８が実現する。

【００２３】（１−１）ドライブ群１１３の構成 ドライブ群１１３は、複数のドライブグループ１１１か
ら構成される。図１は、ドライブグループ１１１を２つ
持つディスク装置の例である。

【００２４】ドライブグループ１１１は、１個あるいは
複数のドライブ１１２から構成される。ドライブグルー
プ１１１を複数ドライブ１１２で構成する目的は、ドラ
イブグループ１１１当りのアクセス・スループットの向
上にある。ドライブグループ１１１内の複数ドライブ
は、ＲＡＩＤを構成する場合もある。本発明に基づく技
術は、このようにドライブグループ１１１内の構成を特
に規定しない。ドライブグループ１１１は、それぞれデ
ィスクコントローラ１０２へのデータ用および制御用の
入出力線を持つ。

【００２５】ドライブ１１２の構成を図１５に示す。本
発明に係るディスク装置で使用するドライブ１１２は、
従来技術に基づくディスク装置でも用いられる。ドライ
ブ１１２は、データ記憶媒体である複数のディスク１５
０１、ディスク１５０１上のデータを読む、あるいはデ
ィスク１５０１上にデータを書き込む複数のＲｅａｄ／
Ｗｒｉｔｅヘッド１５０２、Ｒｅａｄ／Ｗｒｉｔｅヘッ
ド１５０２を動作させるアクチュエータ１５０３、動作
させるＲｅａｄ／Ｗｒｉｔｅヘッド１５０２を選択する
ヘッドセレクタ１５０４、ディスクへの読み書きを制御
するＲｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ回路１５０５、ディスクへの
書き込みデータあるいはディスクからの読みだしデータ
を一時的に保持するバッファ１５０６、そして、ドライ
ブ１１２からディスクコントローラ１０２へのパスを選
択するパスセレクタ１５０７などから構成される。

【００２６】ドライブ１１２のＲｅａｄ／Ｗｒｉｔｅア
クセスに対する基本動作も、従来技術と同じである。デ
ィスクアクセス発生時のドライブ内の動作を図１５によ
って説明する。まず、ドライブでは、ディスクコントロ
ーラからのコマンドを受けると、パスセレクタ１５０７
によってパスを選択し、データが存在する、あるいはデ
ータを書き込むべきディスク１５０１の適切なトラック
までＲｅａｄ／Ｗｒｉｔｅヘッド１５０２を移動させ
（Ｓｅｅｋ）、データの読み書きが可能になるまでディ
スク１５０１の回転待ちを行なう。アクセスがＲｅａｄ
のときには、ヘッドセレクタ１５０４によってＲｅａｄ
／Ｗｒｉｔｅヘッド１５０２を選択した後、Ｒｅａｄ／
Ｗｒｉｔｅ回路１５０５からバッファ１５０６にデータ
を読み込み、パスセレクタ１５０７によって選択したパ
スを介して、ディスクコントローラへバッファ１５０６
上のデータを転送する。一方、アクセスがＷｒｉｔｅの
ときには、ディスクコントローラから転送されてきたデ
ータをバッファ１５０６に一旦格納し、ディスク１５０
１の回転待ちの後にそのデータをディスク１５０１に書
き込む。

【００２７】上記の処理は、図１６に示す形で、ＳＣＳ
Ｉインタフェースに基づいて行なわれる（ＳＣＳＩコマ
ンド処理）。ＳＣＳＩコマンド処理では、まずディスク
コントローラがＳＣＳＩバスのアービトレーションを行
なった後、ターゲット・ドライブを選択し、そのドライ
ブに対してＩＤ（アドレス）を送出する。ＩＤを受理し
たドライブは、例えばＲｅａｄコマンドを受け取り、処
理情報をドライブ内のコントローラに格納し、ディスク
コントローラとの接続を解除する。接続解除後は、ディ
スクコントローラおよびＳＣＳＩバスは、他のドライブ
に対するアクセスに使用できる。接続解除を行ったドラ
イブは、Ｓｅｅｋ、回転待ちを行なって、ディスク１５
０１からバッファ１５０６にデータを転送する。バッフ
ァ１５０６へのデータ書き込みが終了すると、ドライブ
は再びディスクコントローラに対してＳＣＳＩバスのア
ービトレーションを要求する。ディスクコントローラに
よるアービトレーション完了後、ドライブはディスクコ
ントローラを選択し、バッファ１５０６上のデータに関
するＩＤをディスクコントローラに転送し、そのディス
クコントローラの要求に合致した場合には、データをデ
ィスクコントローラに転送する。転送完了後ドライブか
らディスクコントローラに対してコマンド実行結果報告
および終了報告が行なわれる。以上がＳＣＳＩコマンド
の一連の処理例である。

【００２８】（１−２）ディスクコントローラ１０２の
構成 ディスクコントローラ１０２は、ＣＰＵ１０１からの制
御用およびデータ用入出力線を受ける上位Ｉ／Ｆ１０
３、および、複数存在するドライブグループ１１１の各
々からの制御用およびデータ用入出力線を受けるドライ
ブグループ１１１と同数かつ各ドライブグループ１１１
に一対一に対応する下位Ｉ／Ｆ１０４を持つ。この上位
Ｉ／Ｆ１０３と下位Ｉ／Ｆ１０４は、下位Ｉ／Ｆ１０４
が複数存在する点を除いては、従来技術によるディスク
装置のディスクコントローラにおいて採用されているも
のと同じである。

【００２９】また、ディスクコントローラ１０２は、上
位Ｉ／Ｆ１０３と下位Ｉ／Ｆ１０４の間に、キャッシュ
１１０を持つ。キャッシュ１１０は、書き込みデータお
よび読みだしデータの一時的な格納場所として活用す
る。Ｒｅａｄアクセス時に、キャッシュ１１０上に所望
のデータが存在すれば、ドライブ１１２までデータを読
みに行く必要がなくなり、高速な読みだしアクセスが実
現できる。また、Ｗｒｉｔｅアクセスでも、データをキ
ャッシュで受け取るため、データの受け取りが高速に実
現でき、ＣＰＵをディスクアクセスから早期に解放でき
る。さらに、上位装置からの長大なデータの書き込みに
対して、このデータをキャッシュ１１０で受け取ること
で、このデータをいくつかに分割し、分割したデータご
とに単位アクセスを発生してドライブ（ドライブグルー
プ）へ書き込みを行うという処理が実現できる。キャッ
シュ１１０は、キャッシュコントローラ１０９によって
制御される。

【００３０】キャッシュコントローラ１０９は、アクセ
スＩ／Ｆ１０７とともに、アクセスコントローラ１０５
を構成する。キャッシュコントローラ１０９が、キャッ
シュの制御をはじめとして、主にディスクコントローラ
１０２内のデータ流を扱うのに対して、アクセスＩ／Ｆ
１０７は、ディスクコントローラ１０２内の制御流を扱
う。

【００３１】さらに、ディスクコントローラ１０２は、
アクセス先振り分けプロセッサ１１８と、これによって
制御される、制御用およびデータ用の接続切替スイッチ
１１６，１１７を有する。

【００３２】アクセス先振り分けプロセッサ１１８は、
アクセスＩ／Ｆ１０７からのアクセス要求先情報を検査
するアクセス先検査回路１２０、新規書き込み先ドライ
ブグループ１１１を決定する新規書き込み先決定回路１
１９、アクセス要求先がアクセス可能かどうかを検査す
るアクセス許可回路１２１、制御用接続切替スイッチ１
１６を制御する信号を生成する制御用信号生成回路１１
４、データ用接続切替スイッチ１１７を制御する信号を
生成するデータ用信号生成回路１１５、およびドライブ
グループ使用状況管理テーブル１０６から構成される。

【００３３】なお、ディスクコントローラ１０２は、複
数のドライブグループ１１１に対して、単位アクセスを
振り分ける。したがって、このディスク装置上のデータ
は、複数のドライブグループ１１１に散在する。この散
在するデータの所在をつかむために、ディスクコントロ
ーラ１０２は、アドレス変換表１０８を持つ。アドレス
変換表１０８は、キャッシュコントローラ１０９によっ
て参照される。アドレス変換表１０８は、例えば図７に
示すエントリで構成され、論理的なディスク装置内アド
レス７０１と、それに対する、ドライブグループ番号７
０２およびドライブグループ内アドレス７０３で表現す
る物理的なアドレスを組として登録する。ドライブグル
ープ内アドレス７０３は、そのドライブグループ１１１
がＲＡＩＤを構成する場合には、従来技術に準じて、ド
ライブ番号とドライブ内アドレスの組で表現される。さ
らに、本エントリは、キャッシングビット７０４とキャ
ッシュ内アドレス７０５の各フィールドを持つ。エント
リに登録されている論理的なディスク装置内アドレス７
０１に対応するデータがキャッシュ１１０上に存在する
か否かは、キャッシングビット７０４で示され、そのデ
ータがキャッシュ１１０上に存在する時には、そのキャ
ッシュ１１０内でのアドレスをキャッシュ内アドレス７
０５が示す。また、長大なデータについては、これがい
くつかに分割されてディスク装置内に散在するため、１
つの長大データに対応するアドレス変換デーブルエント
リは複数個になる。この複数個のエントリおよびその順
序関係を管理するために、アドレス変換テーブルエント
リにはＬｉｎｋフィールド７０６が用意される。Ｌｉｎ
ｋフィールド７０６は、一連の長大データの分割単位で
自らの次にくるべきものに対するエントリの番号を表
す。なお、順序関係で最後の分割単位に対応するエント
リのＬｉｎｋフィールド７０６の値はＮＵＬＬとなる。
Ｌｉｎｋフィールド７０６によって、長大データへのア
クセスがあった時でもこのリンクをたどることにより、
全ての分割単位にアクセスが可能になる。

【００３４】（２）装置の動作 （２−１）アクセスコントローラ１０５の動作 上位装置からのアクセス要求は、上位Ｉ／Ｆ１０３を介
してアクセスコントローラ１０５に伝えられる。アクセ
スコントローラ１０５では、図２に示すように、アクセ
スの種類によって異なった処理を行う。アクセスの種類
には、新規書き込み、更新、読み出しの３種類がある。

【００３５】アクセスコントローラ１０５でのアクセス
処理は、まず、アクセス要求がキャッシュコントローラ
１０９に伝えられて開始される。キャッシュコントロー
ラ１０９は、ドライブグループ１１１へのアクセスが必
要な場合（新規書き込み、更新、読みだしデータがキャ
ッシュ１１０上に無い場合の読みだし）に、アクセスＩ
／Ｆ１０７にアクセス要求（アクセスの種類も含む）と
アクセス先ドライブグループ番号を伝える。アクセスＩ
／Ｆ１０７は、アクセス先ドライブグループ番号をアク
セス先振り分けプロセッサ１１８内のアクセス先検査回
路１２０に伝える。さらに、アクセスＩ／Ｆ１０７は、
アクセス先振り分けプロセッサ１１８内のデータ用信号
生成回路１１５にＲｅａｄ／Ｗｒｉｔｅのアクセス種別
を伝える。アクセス先振り分けプロセッサ１１８による
調停の結果、制御用およびデータ用のアクセス許可が発
行されると、その信号をアクセスＩ／Ｆ１０７が受け取
る。制御用のアクセス許可に対しては、アクセスＩ／Ｆ
１０７が反応して、アクセス要求にともなうドライブグ
ループ１１１との制御信号のやりとりを制御用接続切替
スイッチ１１６およびアクセス先ドライブグループ１１
１に対応する下位Ｉ／Ｆ１０４を介して行う。一方、デ
ータ用のアクセス許可は、アクセスＩ／Ｆ１０７からキ
ャッシュコントローラ１０９に伝えられ、この信号にキ
ャッシュコントローラ１０９が反応して、ドライブグル
ープ１１１とのデータのやりとりを、データ用接続切替
スイッチ１１７およびアクセス先ドライブグループ１１
１に対応する下位Ｉ／Ｆ１０４を介して行う。

【００３６】次に、各アクセス種類に対するアクセスコ
ントローラ１０５の処理を図３，４，５によって説明す
る。 （２−１−１）新規書き込み処理 図３によって、新規書き込み処理時のアクセスコントロ
ーラ１０５の動作を説明する。

【００３７】新規書き込み要求を受けると、キャッシュ
コントローラ１０９は、上位Ｉ／Ｆ１０３を介して書き
込みデータをキャッシュ１１０で受け取る（３０１）。
次に、アクセス先ドライブグループ番号を新規書き込み
の先頭データであることを示す値（例えば−２）にセッ
ト（３０２）し、そのアクセス先ドライブグループ番号
をアクセス先振り分けプロセッサ１１８に伝える（３０
３）。その後、アクセスコントローラ１０５は、アクセ
ス先振り分けプロセッサ１１８からのアクセス許可を待
つ（３０４）。アクセスコントローラ１０５は、アクセ
ス許可を受けると、その時点で接続切替スイッチ１１
６，１１７によって接続されているドライブグループ１
１１に対してアクセスを行う（３０５）。

【００３８】書き込みデータ量が単位アクセスが扱える
量を超える場合、３０５のアクセスによっては、単位ア
クセスが扱える量のデータのみがドライブグループ１１
１に書き込まれる。残りのデータについては、引き続き
新規書き込み処理が行われる（３０６）。この時、アク
セス先ドライブグループ番号は、継続する新規書き込み
データであることを示す値（例えば−１）にセットされ
る（３０７）。以降、書き込みデータが無くなるまで３
０３から３０５の処理が繰り返される。なお、この連続
する単位アクセスの各々は、基本的に書き込み先ドライ
ブグループ１１１がそれぞれ異なるので、１つ前の単位
アクセスのドライブグループ１１１への書き込み完了を
待たずに発行される。１つのドライブグループ１１１へ
のアクセス競合を監視するのは、アクセス先振り分けプ
ロセッサ１１８であり、アクセスコントローラ１０５が
そのアクセス競合の影響を受ける可能性があるのは、３
０４の処理段階である。

【００３９】３０５の処理時に、アクセスコントローラ
１０５は、アクセス先振り分けプロセッサ１１８から新
規書き込み先ドライブグループ番号を伝えられる。ま
た、アクセスＩ／Ｆ１０７は、アクセス開始にともなっ
て、ドライブグループ１１１からドライブグループ内ア
ドレスを伝えられる。キャッシュコントローラ１０９で
は、これらの情報をもとに、単位アクセスごとにアドレ
ス変換表１０８に対する新規のエントリ（図７）を作成
する。さらに、３０６の処理で継続する新規書き込み処
理があると判定された場合には、このエントリの次エン
トリ指示ポインタ７０６に後続の単位アクセスに対する
エントリの番号値を登録する。逆に、３０６の処理で継
続する新規書き込み処理がないと判定された場合には、
このエントリの次エントリ指示ポインタ７０６の値をＮ
ＵＬＬとする。

【００４０】（２−１−２）更新処理 図４によって、更新処理時のアクセスコントローラ１０
５の動作を説明する。更新要求を受けると、キャッシュ
コントローラ１０９は、上位Ｉ／Ｆ１０３を介して書き
込みデータをキャッシュ１１０で受け取る（４０１）。
次に、アクセス要求に基づき、アクセス先ドライブグル
ープ番号７０２およびドライブグループ内アドレス７０
３をアドレス変換表１０８から検索し（４０２）、その
アクセス先ドライブグループ番号をアクセス先振り分け
プロセッサ１１８に伝える（４０３）。その後、アクセ
スコントローラ１０５は、アクセス先振り分けプロセッ
サ１１８からのアクセス許可を待つ（４０４）。アクセ
スコントローラ１０５は、アクセス許可を受けると、そ
の時点で接続切替スイッチ１１６，１１７によって接続
されているドライブグループ１１１に対してアクセスを
行う（４０５）。書き込みデータ量が単位アクセスが扱
える量を超える場合、４０５のアクセスによっては、単
位アクセスが扱える量のデータのみがドライブグループ
１１１に書き込まれる。残りのデータについては、引き
続き更新処理が行われる（４０６）。以降、書き込みデ
ータが無くなるまで４０２から４０５の処理が繰り返さ
れる。なお、この連続する単位アクセスの各々は、基本
的に書き込み先ドライブグループ１１１がそれぞれ異な
るので、１つ前の単位アクセスのドライブグループ１１
１への書き込み完了を待たずに発行される。１つのドラ
イブグループ１１１へのアクセス競合を監視するのは、
アクセス先振り分けプロセッサ１１８であり、アクセス
コントローラ１０５がそのアクセス競合の影響を受ける
可能性があるのは、４０４の処理段階である。

【００４１】（２−１−３）読みだし処理 図５によって、読みだし処理時のアクセスコントローラ
１０５の動作を説明する。読みだし要求を受けると、ア
クセスコントローラ１０５内のキャッシュコントローラ
１０９が読みだし要求のあった論理ディスク装置内アド
レスについて、アドレス変換表１０８を探索し、対応す
るエントリのキャッシングビット７０４を検査する（５
０１）。このキャッシングビット７０４によって、アク
セスしたいデータがキャッシュ１１０上に存在しないと
判明した場合には、ドライブグループ１１１へのアクセ
スを行なう（５０４以降）。逆に、このキャッシングビ
ット７０４によって、アクセスしたいデータがキャッシ
ュ１１０上に存在すると判明した場合、該エントリのＬ
ｉｎｋフィールド７０６がデータの継続を表していれ
ば、さらにその指示されるエントリのキャッシングビッ
ト７０４を検査し、以降Ｌｉｎｋフィールド７０６がＮ
ＵＬＬとなるか、あるエントリに対するデータがキャッ
シュ上に無いことが判明するまでこの作業を繰返す（５
０２）。Ｌｉｎｋフィールド７０６がＮＵＬＬとなるま
でこの検査を繰り返した場合には、この読みだしアクセ
スに係るすべてのデータがキャッシュ上に揃っているの
で、上位Ｉ／Ｆ１０３へそのデータを転送する（５１
２）。一方、この検査の過程でキャッシュ上に無いデー
タが見つかれば、ドライブグループ１１１へのアクセス
を行なう（５０４以降）。

【００４２】ドライブグループ１１１へのアクセスを行
うにあたって、キャッシュコントローラ１０９は、アド
レス変換表１０８の対応するエントリから、ドライブグ
ループ番号７０２とドライブグループ内アドレス７０３
を得て、そのアクセス先ドライブグループ番号をアクセ
ス先振り分けプロセッサ１１８に伝える（５０４）。そ
の後、アクセスコントローラ１０５は、アクセス先振り
分けプロセッサ１１８からのアクセス許可を待つ（５０
５）。アクセスコントローラ１０５は、アクセス許可を
受けると、その時点で制御用接続切替スイッチ１１６に
よって接続されているドライブグループ１１１に対して
ドライブグループ内アドレスを伝えてＲｅａｄアクセス
要求を行う（５０６）。先にアクセス先ドライブグルー
プ番号を調べたアドレス変換表１０８のエントリの次エ
ントリ指示ポインタ７０６の内容がＮＵＬＬでなけれ
ば、その指示される次エントリをもとにアクセス処理を
繰り返す（５０７）。この繰返し処理においては、毎回
各エントリのキャッシングビット７０４を検査し（５０
３）、キャッシュ上にデータが存在しない場合だけドラ
イブグループ１１１に対してアクセスを行う。

【００４３】Ｒｅａｄアクセスによってドライブグルー
プ１１１から読みだされたデータは、Ｒｅａｄアクセス
要求を出したしばらく後にアクセスコントローラ１０５
に転送される。したがって、アクセスコントローラ１０
５は、５０６の処理の後に５０７の処理を開始すると同
時にデータ到着待ち状態になる（５０８）。このデータ
到着待ちは、他のアクセス受付および要求処理とは並行
して行われる。アクセス先振り分けプロセッサ１１８か
ら読みだしデータ到着信号が伝えられる（５０９）と、
アクセスコントローラ１０５は、その時点でデータ用接
続切替スイッチ１１７によって接続されているドライブ
グループ１１１からデータを受け取りキャッシュ１１０
にデータを登録すると同時に、アドレス変換表１０８の
該当エントリのキャッシングビット７０４を有効化し、
そのデータを格納したキャッシュ内アドレスを同エント
リのキャッシュ内アドレスフィールド７０５に登録す
る。

【００４４】アクセスコントローラ１０５では、さらに
データ到着待ちがあれば、５０８からの処理が繰り返さ
れる（５１１）。一方、すべての単位アクセスに対する
データがキャッシュ１１０上にそろえば（５１４）、そ
のデータは上位Ｉ／Ｆ１０３を介して上位装置に転送さ
れる（５１２）。

【００４５】（２−２）アクセス先振り分けプロセッサ
１１８の動作 アクセス先振り分けプロセッサ１１８は、アクセスコン
トローラ１０５からのアクセス先ドライブグループ番号
によるアクセス要求をアクセス先検査回路１２０で受け
付け、そのアクセス先を検査する（６０１）。

【００４６】アクセス先ドライブグループ番号が−２で
あれば、新規書き込み先決定回路１１９によって書き込
み先ドライブグループ１１１を決定する（６０２）。書
き込み先の決定にあたっては、ドライブグループ使用状
況管理テーブル１０６を参照し、使用可能なドライブグ
ループ１１１を割り当てる。

【００４７】アクセス先ドライブグループ番号が−１で
ある場合も、新規書き込み先決定回路１１９によって書
き込み先ドライブグループ１１１を決定する（６０
３）。この時決定される書き込み先ドライブグループ番
号は、直前の単位アクセスの書き込み先ドライブグルー
プ番号に１加えた値とする（ドライブグループ数をｎと
すると、直前の単位アクセスの書き込み先ドライブグル
ープ番号がｎであった場合は、次は１となる）。

【００４８】６０１の処理でアクセス先ドライブグルー
プ番号が正数であった場合と６０２，６０３の処理の後
では、アクセス先が使用可能かどうかをアクセス許可回
路１２１で調べると同時に、アクセスコントローラ１０
５が、先に発行した単位Ｒｅａｄアクセスの結果をドラ
イブグループ１１１から受け取っている最中でないこと
を確かめる（６０４）。アクセス先が使用可能かどうか
は、ドライブグループ使用状況管理テーブル１０６を参
照して決定する。アクセスが不可能であればその単位ア
クセスは、アクセス許可回路において待たされる（６０
４）。アクセスが可能であれば、制御用信号生成回路１
１４によってアクセス先ドライブグループ番号が制御用
接続切替スイッチ１１６に伝えられると同時に制御用ア
クセス許可信号がアクセスコントローラ１０５のアクセ
スＩ／Ｆ１０７に伝えられる（６０５）。新規書き込み
アクセス要求に対して６０４の処理でアクセスが許可さ
れれば、その時のアクセス先ドライブグループ番号が、
アドレス変換表１０８への登録を目的として、アクセス
許可回路１２１からキャッシュコントローラ１０９に伝
えられる。

【００４９】次に、データ用接続切替スイッチ１１７へ
の信号およびアクセスコントローラ１０５へのデータ用
アクセス許可信号を伝えるタイミングについて述べる。
このタイミングは、アクセスコントローラ１０５からア
クセス先振り分けプロセッサ１１８へのアクセス要求伝
達時にデータ用信号生成回路１１５に同時に伝達される
アクセス種類信号によって場合分けされる（６０６）。

【００５０】アクセス種類がＷｒｉｔｅであれば、制御
用信号と同時にデータ用信号も伝えられる（６０７）。
アクセス種類がＲｅａｄであれば、制御用信号伝達後、
ドライブグループ１１１がアクセス要求を受け、この要
求に対して読みだしデータをアクセスコントローラ１０
５に対して伝達できるようになったタイミングでデータ
用信号が伝えられる（６０８）。

【００５１】データ用信号には、２種類がある。１つ
は、データ用信号生成回路１１５からデータ用接続切替
スイッチ１１７にアクセス先ドライブグループ番号の形
で伝えられる信号であり、もう１つは、データ用信号生
成回路１１５からアクセスコントローラ１０５内のアク
セスＩ／Ｆ１０７に読みだしデータの受け取りタイミン
グを知らせる信号である。後者の信号がアクセスＩ／Ｆ
１０７に伝えられ、さらにアクセスＩ／Ｆ１０７からキ
ャッシュコントローラ１０９に伝えられると、図５の５
１０の処理を開始する。

【００５２】ドライブグループ使用状況管理テーブル１
０６は、図８に示すエントリにより構成される。図８の
８０１は、ドライブグループ番号を表し、８０２は、そ
のドライブグループ番号に対応するドライブグループ１
１１の使用状況を表す。

【００５３】アクセス先振り分けプロセッサ１１８のア
クセス許可回路１２１がドライブグループ１１１へのア
クセスを許可した際には、ドライブグループ使用状況管
理テーブル１０６の対応するエントリのＳｔａｔｕｓフ
ィールド８０２を使用中を表す内容とする。逆に、ドラ
イブグループ１１１がアクセス要求に対する処理を終了
すると、このＳｔａｔｕｓフィールド８０２を不使用を
表す内容とする。

【００５４】（２−３）接続切替スイッチの動作 制御用接続切替スイッチ１１６およびデータ用接続切替
スイッチ１１７は、それぞれアクセス先振り分けプロセ
ッサ１１８の制御用信号生成回路１１４およびデータ用
信号生成回路１１５からのアクセス先ドライブグループ
番号を受けて上位装置とドライブグループ１１１との接
続パスを確立する。

【００５５】上位側（上位装置側）から下位側（ドライ
ブグループ１１１側）へのパスは、マルチプレクサ１２
２へ入力されるアクセス先ドライブグループ番号によっ
て選択される。逆に、下位側から上位側へのパスは、セ
レクタ１２３へ入力されるアクセス先ドライブグループ
番号によって選択される。

【００５６】本発明に基づくディスク装置での全体的な
処理の様子は、図９のタイムチャートのようになる。図
９から明らかなように、本発明ではドライブグループを
複数設けたために、アクセス先が分散し、連続アクセス
に対する並行処理が可能になった。結果として本発明
は、効率の良いディスクアクセスを実現する。

【００５７】単位アクセスａ，ｂ，ｃは、本来、ディス
ク装置へのアクセスとしては、１つの長大なデータに対
するアクセスである場合がある。この場合、本発明に係
る装置では、そのアクセスを自動的に単位アクセスａ，
ｂ，ｃに切り分け、それぞれをドライブグループごとに
分散させるため、図９に示す効率のよい処理が可能であ
る。従来技術では、単位アクセスａ，ｂ，ｃへの切り分
けは行われても、単一のドライブ（ドライブグループ）
に対してのみアクセスを行うため、図１７に示す効率の
悪い処理しか実現できない。

【００５８】ところで、図９の単位アクセスａ，ｃは、
依然として同じドライブグループへのアクセスであるの
で、図１７での単位アクセスａ，ｂ，ｃと同様に逐次処
理される。しかし、本発明では、さらに多くのドライブ
グループを用意すれば、この問題を解決できる。このよ
うにドライブグループを増してアクセス処理の多重度を
最適に設定すれば、よりアクセス・ピッチの短いディス
ク装置が構成できる。

【００５９】〔実施例２〕第２の実施例として、本発明
に基づくマルチポートディスク装置に関して説明を行な
う。図１０に本発明に基づくマルチポートディスク装置
の構成を例示する。図１０と図１を比較すると明らかな
ように、本実施例での特徴は、マルチポートを実現する
ために上位Ｉ／Ｆ１０３およびアクセスコントローラ１
０５が複数ある（本例では２個）点と、アクセス先振り
分けプロセッサ１０１８および接続切替スイッチ１０１
６，１０１７の構成が図１のアクセス先振り分けプロセ
ッサ１１８および接続切替スイッチ１１６，１１７と異
なる点である。ただし、アクセス先振り分けプロセッサ
１０１８および接続切替スイッチ１０１６，１０１７の
基本的な構成は実施例１の場合と同じである。

【００６０】図１１に本発明の接続切替スイッチ１０１
６，１０１７の一般的な構成を示す。図１の接続切替ス
イッチ１１６，１１７との違いは、上位側ポート数ｍに
対応して、接続切替スイッチ内の上位側と下位側を繋ぐ
接続パスがｍ本存在しうる点である。この特徴を実現す
るために、各上位側ポートに対応してそれぞれマルチプ
レクサ１２２およびセレクタ１２３が用意され、また、
それぞれの上位側ポートのアクセス先ドライブグループ
番号を伝える制御線Ｌ１１０１が存在する。ある上位側
ポートに対応するマルチプレクサ１２２およびセレクタ
１２３へのパス選択制御線は、その上位側ポート用の制
御線であるＬ１１０１の内の１本である。

【００６１】次に、図１２に本発明に係るアクセス先振
り分けプロセッサ１０１８の一般的構成例を示す。アク
セス先振り分けプロセッサ１０１８は、すべての上位側
ポートに対する接続先を管理する。

【００６２】アクセス先振り分けプロセッサ１０１８の
構成要素は、実施例１で述べたアクセス先振り分けプロ
セッサ１１８と基本的に同じである。ただし、本実施例
ではそれぞれの構成要素が同時に複数の上位側ポートか
らのアクセス要求に対する処理を行う。つまり、各上位
側ポートからのアクセス要求はそれぞれ独立に処理され
る。

【００６３】なお、本実施例での新規書き込み先決定回
路１２０１およびアクセス許可回路１２０２は、ドライ
ブグループ使用状況管理テーブル１０６を参照するだけ
でなく、複数上位側ポートからの同時アクセス要求にと
もなう要求アクセス先ドライブグループ番号の競合状況
なども把握し、競合に対しては優先度処理などによって
これを解決する。

【００６４】次に、本発明が実現する複数上位装置から
のアクセス要求に対する同時処理の効果を説明する。従
来のディスク装置では、複数上位装置からのアクセス要
求を、図２０に示すように逐次的に処理していた。本発
明に係るディスク装置は、複数上位装置からのアクセス
要求を、複数のドライブグループに対して分散して処理
させるため、図１４に示すように、複数上位装置からの
アクセス要求に対する同時処理が実現でき、効率の良い
処理が期待できる。

【００６５】複数上位装置からのアクセス要求に対する
同時処理機構は、図１８に示す活用例がある。本例は科
学技術計算における計算結果データの視覚化を実現する
システムである。

【００６６】図１８のＣＰＵ−Ａ（１８０１）は、例え
ば分子動力学応用プログラムを実行し、その計算結果を
画像データの形でデータＡとして生成し、そのデータＡ
をディスク装置１８０３に書き込む。この計算では、デ
ータＡが非常に長大なデータとなるため、ディスク装置
１８０３内では、このデータＡをいくつかの小部分（デ
ータＡ−１，データＡ−２，・・・，データＡ−６，・
・・）に自動的に分割し、これを装置内の任意の記憶単
位に分散配置する。この時、その分散配置をドライブグ
ループＡ，Ｂにそれぞれ均等にかつ順序よく実現する。
その様子を１８０４、１８０５に示した。すなわち、デ
ータＡ−１，データＡ−２，・・・，データＡ−６，・
・・は、この順で交互にドライブグループＡ（１８０
４）およびドライブグループＢ（１８０５）に格納され
る。なお、このドライブグループ１８０４、１８０５は
概念的に１つのドライブで示されているが実際には複数
のドライブからなる場合もある。

【００６７】一方、ＣＰＵ−Ｂ（１８０２）は、ＣＰＵ
−Ａ（１８０１）が生成した画像データＡをディスク装
置１８０３から読みだし、画像を形成し表示する。とこ
ろで、この画像視覚化はＣＰＵ−Ａ（１８０１）での計
算方針（計算のためのパラメータ設定など）の正しさを
確認するためにも用いられ、そのような目的のために
は、上記の画像生成はできるかぎり短時間で行えること
が望まれる。できれば、ＣＰＵ−Ａ（１８０１）がデー
タＡを生成し、ディスク装置１８０３に書き込むのと並
行してＣＰＵ−Ｂ（１８０２）がそのデータＡを読み出
せれば非常に効率的である。本発明は、このような利用
形態を提供できる。本発明に係るディスク装置の図１８
の例での処理動作は、図１９に示すようになる。

【００６８】上位側ポート数及びドライブグループ１１
１を大幅に増やせば、本実施例に係るディスク装置は、
超並列計算機システムにおけるディスクシステムの１つ
の候補となる。このディスク装置で上位側ポートに接続
されるのは、超並列計算機を構成するいくつか、あるい
は全てのプロセッサである。また、この時の接続切替ス
イッチは、図１１のような単純なスイッチではなく、大
規模なクロスバスイッチまたは種々の並列計算機の構成
要素間ネットワークを応用した結合ネットワークである
場合もある。

【００６９】また、本実施例に係るディスク装置では、
十分に多くのドライブグループを用意することで、複数
上位装置からのアクセス要求に対する同時処理を実現し
た上で、それぞれのアクセス・ピッチを短縮することも
可能である。例えば、図２１に示すように、ドライブグ
ループを８個用意すれば、個々の上位装置（ＣＰＵ）か
らのアクセスは、４重に多重化してアクセス・ピッチを
短縮し、さらに２個の上位装置（ＣＰＵ）からのアクセ
スを同時に処理できる。

【００７０】このディスクシステムは、超大規模データ
ベース実現という課題に対して、複数のディスク装置を
用意してこれらを統合して用いて、デ−タを分散管理す
る形態のディスクシステムに比べて、そのデ−タ管理の
行ない易さから、かなりの優位性を持つ。本発明に基づ
くマルチポートディスク装置の、上記で指摘したデ−タ
管理の行ない易さは、本質的に本ディスク装置が１つの
装置であることに起因する。

【００７１】〔実施例３〕第３の実施例として、本発明
に基づくディスク装置のアクセス先振り分け制御を時間
管理によって実現する場合を説明する。本実施例のディ
スク装置では、アクセス先振り分けプロセッサ（１１
８、１０１８）のアクセス許可のタイミングが、アクセ
ス先振り分けプロセッサ内のタイマが管理する一定時間
ごととなる。本ディスク装置が実施例２に述べたマルチ
ポートディスク装置の場合には、この一定時間ごとのタ
イミングで上位側ポートの各々に対して同時にアクセス
許可を発行できる。

【００７２】また、本実施例のディスク装置は、各ドラ
イブグループ１１１の使用状況をアクセス先振り分けプ
ロセッサがタイマによって管理するため、各ドライブグ
ループ１１１の使用状況を把握するための、アクセス先
振り分けプロセッサと各ドライブグループ１１１の間で
の情報交換（動作状態確認など）を不要とし、その作業
に係るオーバヘッドをなくし、また、制御に係る回路を
単純にする。

【００７３】本実施例のアクセス先振り分けプロセッサ
のアクセス許可タイミングの間隔は、本実施例に係るデ
ィスク装置のアクセスピッチとなる。また、この時間間
隔は、アクセス先振り分けプロセッサにおける時間管理
の単位となる。

【００７４】本実施例に係るアクセス先振り分けプロセ
ッサおよびドライブグループ使用状況管理テーブルを図
１３に示す。本実施例に係るアクセス先振り分けプロセ
ッサでは、タイマ１３０１が一定時間ごとにアクセス先
検査回路１３０２にアクセスタイミングを与えることで
アクセス要求の解読を開始する。その他のアクセス先振
り分けプロセッサにおける一連の処理はこれまでの実施
例で述べたとおりである。

【００７５】一方、本実施例に係るドライブグループ使
用状況管理テーブル１３０７は、そのエントリに、これ
までの実施例で仮定していたフィールドに加えて、アク
セス開始時間を表すフィールド１３０８を持つ。このフ
ィールドの値は、タイマ１３０１によって与えられる。
アクセス許可回路１３０４でアクセスが許可されると、
アクセスが許可されたドライブグループ１１１に対応す
るエントリのＳｔａｔｕｓフィールド８０２が使用中を
表す内容にセットされると同時に、その時のタイマ１３
０１の値がアクセス開始時間フィールド１３０８にセッ
トされる。

【００７６】Ｓｔａｔｕｓフィールド８０２の内容を不
使用を表すようにセットするタイミングは、これまでの
実施例では不規則的にドライブグループ１１１から伝え
られるアクセス処理終了信号伝達のタイミングであった
が、本実施例では、タイマ１３０１が管理する一定時間
ごとのタイミングである。

【００７７】アクセス先振り分けプロセッサでは、上記
の更新タイミングで、ドライブグループ使用状況管理テ
ーブルの各エントリのアクセス開始時間フィールド１３
０８の内容とタイマ１３０１の値を比べて時間的にアク
セスが終了していると保証されれば、Ｓｔａｔｕｓフィ
ールド８０２の内容を不使用を表すようにセットする。
なお、時間的にアクセスが終了しているという保証は、
アクセス先振り分けプロセッサが単位アクセスに最大ど
れだけの時間を要するかを把握することで得られる。し
たがって、本実施例に係るディスク装置では１つのドラ
イブグループ１１１に対してアクセス要求がなされる間
隔は、単位アクセスに要する最大アクセス時間より短く
ならない。

【００７８】本実施例に係るディスク装置では、Ｒｅａ
ｄアクセスの結果をドライブグループ１１１からアクセ
スコントローラ１０５に伝えるタイミングもアクセス先
振り分けプロセッサが制御する。アクセス先振り分けプ
ロセッサは、単位アクセスに要する最大アクセス時間を
把握すると同時に、Ｒｅａｄの単位アクセス時にドライ
ブグループ１１１からアクセスコントローラ１０５に対
してデータ転送が可能となる時間を把握して、図６の６
０８の処理にそのタイミングを反映させる。

【００７９】

【発明の効果】本発明によれば、ディスク装置内にドラ
イブを多数設け、このドライブをいくつかずつまとめ
て、複数のドライブグループを作り、この複数のドライ
ブグループにアクセスを振り分けることで、アクセス・
ピッチの短縮という形でのディスク装置の高速化を達成
でき、また、マルチポートディスク装置も実現できる。
また、このアクセス振り分けの制御については、時分割
多重制御を採用することで、比較的簡単なハードウェア
で実現できる。本発明に基づくディスク装置は、特に長
大なデータの読み書きに威力を発揮する。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明に係るディスク装置の構成図。

【図２】本発明に係るディスク装置のアクセスコントロ
ーラの処理フローを表す図。

【図３】本発明に係るディスク装置のアクセスコントロ
ーラでの新規書き込みに対する処理フローを表す図。

【図４】本発明に係るディスク装置のアクセスコントロ
ーラでのデータ更新に対する処理フローを表す図。

【図５】本発明に係るディスク装置のアクセスコントロ
ーラでのデータ読みだしに対する処理フローを表す図。

【図６】本発明に係るディスク装置のアクセス先振り分
けプロセッサの処理フローを表す図。

【図７】本発明に係るディスク装置のアドレス変換表を
構成するエントリを示す図。

【図８】本発明に係るディスク装置のドライブグループ
使用状況管理テーブルを構成するエントリを示す図。

【図９】本発明に係る図１のディスク装置によるアクセ
ス処理の様子をタイムチャートで表した図。

【図１０】本発明に係るマルチポートディスク装置の構
成図。

【図１１】本発明に係るマルチポートディスク装置の接
続切替スイッチの構成図。

【図１２】本発明に係るマルチポートディスク装置のア
クセス先振り分けプロセッサの構成図。

【図１３】本発明に係るディスク装置における時間管理
方式によるアクセス先振り分けプロセッサの構成図。

【図１４】本発明に係る図１０のマルチポートディスク
装置によるアクセス処理の様子をタイムチャートで表し
た図。

【図１５】従来技術に基づくディスク装置内のドライブ
の構成図。

【図１６】ＳＣＳＩインタフェースに基づくコマンド処
理を表す図。

【図１７】従来技術に基づくディスク装置によるアクセ
ス処理の様子をタイムチャートで表した図。

【図１８】本発明の適用例を表す図。

【図１９】図１８の適用例における本発明に係るマルチ
ポートディスク装置による処理の様子をタイムチャート
で表した図。

【図２０】従来技術に基づくディスク装置によるアクセ
ス処理の様子をタイムチャートで表した図。

【図２１】本発明に係るマルチポートディスク装置によ
る処理の様子をタイムチャートで表した図。

【符号の説明】

１０１…ＣＰＵ、１０２…ディスクコントローラ、１１
１…ドライブグループ、１１２…ドライブ、１１３…ド
ライブ群、１１８…アクセス先振り分けプロセッサ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭60−117326（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−140326（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−46525（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 3/06

Claims (7)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のドライブとディスクコントローラ
   とを備えたディスク装置における上位装置からのアクセ
   ス要求の処理を行なうディスク制御方法おいて、 前記複数のドライブをいくつかずつ複数のドライブグル
   ープとして編成し、 前記上位装置からの１回の書き込みアクセスに係るデー
   タセットを、前記ドライブグループが１度に処理可能な
   データ量を扱うディスク装置内のアクセス単位毎に複数
   に分割し、 該分割されたアクセス単位の隣接するデータセットを、
   それぞれ異なった前記複数のドライブグループに振り分
   けて書き込みを行い、 該複数ドライブグループへの該分割されたデータセット
   の書き込みおよび該複数ドライブグループに分散格納さ
   れているデータセットの読みだしを多重化させて並行処
   理する ことを特徴とするディスク制御方法。
2. 【請求項２】 複数の上位装置からの要求をそれぞれ異
   なったポートから並行して受け取り、そのアクセス先ド
   ライブグループがそれぞれ異なる時に、該アクセス要求
   に対する処理を並行して行うことを特徴とする請求項１
   のディスク制御方法。
3. 【請求項３】 複数の上位装置からの要求をそれぞれ並
   行して受け取り、そのアクセス先ドライブグループがそ
   れぞれ異なる時に、該アクセス要求に対する処理を並行
   して行うことを特徴とする請求項１のディスク制御方
   法。
4. 【請求項４】 前記多重処理の制御において、タイマに
   よる時間管理に基づき一定時間ごとにアクセスをドライ
   ブグループへ投入して、該複数ドライブグループでのア
   クセスの多重処理を行なうことを特徴とする請求項１の
   ディスク制御方法。
5. 【請求項５】 前記多重処理の制御において、タイマに
   よる時間管理に基づき一定時間ごとにアクセスをドライ
   ブグループへ投入して、該複数ドライブグループでのア
   クセスの多重処理を行なうことを特徴とする請求項２の
   ディスク制御方法。
6. 【請求項６】 複数のドライブとディスクコントローラ
   とを備え、上位装置からのディスクアクセス要求に対す
   る処理を行なうディスク装置において、 前記複数のドライブで複数のドライブグループを構成
   し、上位装置からの１回の書き込みアクセスに係るデー
   タセットを複数のアクセス単位のデータセットに分割す
   る手段と、 該分割された複数のアクセス単位の隣接するデータセッ
   トを、それぞれ異なった前記ドライブグループに振り分
   けて書き込みを行う手段と、 該複数ドライブグループへの該分割されたデータセット
   の書き込みおよび該複数ドライブグループに分散格納さ
   れているデータセットの読みだしを多重化させて並行処
   理する手段と を備えていることを特徴とするディスク装
   置。
7. 【請求項７】 タイマによる時間管理に基づき一定時間
   ごとにアクセスをドライブグループへ投入して、該複数
   ドライブグループでのアクセスの多重処理を行なう多重
   処理制御手段を備えていることを特徴とする請求項６記
   載のディスク装置。