JP3256329B2

JP3256329B2 - Disk array device and control method therefor

Info

Publication number: JP3256329B2
Application number: JP12576693A
Authority: JP
Inventors: 仁角田; 良史高本
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1993-05-27
Filing date: 1993-05-27
Publication date: 2002-02-12
Anticipated expiration: 2017-02-12
Also published as: JPH06332632A

Description

【発明の詳細な説明】DETAILED DESCRIPTION OF THE INVENTION

【０００１】[0001]

【産業上の利用分野】本発明はコンピュ−タシステムに
係り、特に高性能な入出力動作を可能とするディスクフ
ァイルシステムに関する。BACKGROUND OF THE INVENTION 1. Field of the Invention The present invention relates to a computer system, and more particularly to a disk file system capable of performing high-performance input / output operations.

【０００２】[0002]

【従来の技術】現在のコンピュータシステムにおいて
は、ＣＰＵ等の上位側が必要とするデ−タは２次記憶装
置に格納され、ＣＰＵが必要とする時に応じ２次記憶装
置に対してデ−タの書込み、読みだしを行っている。こ
の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、代表的なものとして磁気ディスク装置（以下ドラ
イブとする）、光ディスクなどがあげられる。2. Description of the Related Art In a current computer system, data required by a host such as a CPU is stored in a secondary storage device, and the data is stored in the secondary storage device when the CPU requires it. Writing and reading are being performed. A non-volatile storage medium is generally used as the secondary storage device, and typical examples include a magnetic disk device (hereinafter referred to as a drive) and an optical disk.

【０００３】近年高度情報化に伴い、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が要求されてき
た。その一つの解として、多数の比較的容量の小さなド
ライブにより構成されるディスクアレイが考えられてい
る。In recent years, with the advancement of information, there has been a demand for higher performance secondary storage devices in computer systems. As one solution, a disk array constituted by a number of drives having a relatively small capacity has been considered.

【０００４】「D.Patterson,G.Gibson,and R.H.Kartz;A
Case for Redundant Arrays of Inexpensive Disks(RA
ID),in ACM SIGMOD Conference,Chicago,IL,(June198
8)」において、データを分割して並列に処理を行うディ
スクアレイ（レベル３）とデータを分散して、独立に扱
うディスクアレイ（レベル５）について、その性能およ
び信頼性の検討結果が報告されている。現在この論文に
書かれている方式が最も一般的なディスクアレイと考え
られている。[0004] "D. Patterson, G. Gibson, and RHKartz; A
Case for Redundant Arrays of Inexpensive Disks (RA
ID), in ACM SIGMOD Conference, Chicago, IL, (June198
8) ”, the results of a study on the performance and reliability of a disk array (level 3) that divides data and processes data in parallel and a disk array (level 5) that distributes data and handles data independently are reported. ing. Currently, the method described in this paper is considered to be the most common disk array.

【０００５】以下にデータを分散して、独立に扱うディ
スクアレイ（レベル５）について説明する。レベル５の
ディスクアレイでは個々のデータを分割せずに独立に扱
い、多数の比較的容量の小さなドライブに分散して格納
するものである。現在、一般に使用されている汎用大型
コンピュータシステムの２次記憶装置では、１ドライブ
当りの容量が大きいため、他の読み出し／書込み要求に
当該ドライブが使用されて、そのドライブを使用できず
に待たされることが多く発生した。このタイプのディス
クアレイでは汎用大型コンピュータシステムの２次記憶
装置で使用されている大容量のドライブを、多数の比較
的容量の小さなドライブで構成し、データを分散して格
納してあるため、読み出し／書込み要求が増加してもデ
ィスクアレイの複数のドライブで分散して処理するた
め、読み出し／書込み要求がまたされることが減少す
る。しかし、ディスクアレイは、このように多数のドラ
イブにより構成されるため、部品点数が増加し障害が発
生する確率が高くなる。そこで、信頼性の向上を図る目
的で、パリティを用意する必要がある。Hereinafter, a disk array (level 5) in which data is distributed and handled independently will be described. In the level 5 disk array, individual data is handled independently without being divided, and is stored in a large number of drives having relatively small capacities. At present, in a secondary storage device of a general-purpose large-sized computer system generally used, since the capacity per drive is large, the drive is used for another read / write request, and the drive cannot be used and waits. Many things happened. In this type of disk array, a large-capacity drive used in a secondary storage device of a general-purpose large-scale computer system is composed of a large number of relatively small-capacity drives, and data is distributed and stored. Even if the number of read / write requests increases, the requests are distributed and processed by a plurality of drives of the disk array, so that the number of read / write requests that are repeated is reduced. However, since the disk array is composed of such a large number of drives, the number of components increases and the probability of occurrence of a failure increases. Therefore, it is necessary to prepare a parity for the purpose of improving reliability.

【０００６】このパリティによりデータを格納したドラ
イブに障害が発生した場合、その障害ドライブ内のデー
タを復元することが可能となる。ディスクアレイではデ
ータからパリティを作成しデータと同様にドライブに格
納しておく。この時、パリティは、パリティの作成に関
与したデータとは別のドライブに格納される。When a failure occurs in a drive storing data due to the parity, data in the failed drive can be restored. In a disk array, parity is created from data and stored in a drive in the same manner as data. At this time, the parity is stored in a drive different from the data involved in creating the parity.

【０００７】これらのディスクアレイでは、現在一般に
使用されている汎用大型コンピュータシステムと同様、
２次記憶装置内では、個々のデータの格納場所（アドレ
ス）は予め指定したアドレスに固定され、ＣＰＵから当
該データへ読みだしまたは書込みする場合、この固定さ
れたアドレスへアクセスすることになっている。この分
散して格納するディスクアレイ（レベル５）ではストレ
−ジテクノロジコーポレーション（以下ＳＴＫとする）
から製品発表がされている。米国特許ＷＯ９１／２０
０７６では、レベル５の基本アーキテクチャにおいて、
動的に変更可能なアドレスのテーブルを用意することに
より、データ圧縮を行いデータの書込み処理において、
トラック単位で書込み先のアドレスを動的に変換する方
法について開示されている。[0007] In these disk arrays, similar to general-purpose large-sized computer systems generally used today,
In the secondary storage device, the storage location (address) of each piece of data is fixed to an address designated in advance, and when reading or writing the data from the CPU, the fixed address is accessed. . In the disk array (level 5) for storing data in a distributed manner, Storage Technology Corporation (hereinafter referred to as STK) is used.
Has announced a product. US Patent WO 91/20
076, in the level 5 basic architecture,
By preparing a table of addresses that can be dynamically changed, data compression is performed,
A method of dynamically converting a write destination address in track units is disclosed.

【０００８】また、特開平４−２３０５１２にはレベル
５において、書き込み時に書き込むデータと、この書き
込みにより更新したパリティを、それぞれ別の場所に書
き込む方法について開示されている。さらに、ＩＢＭ社
のディスクアレイ（９３３７）では、レベル５において
ＷＡＤ（ライトアシストデバイス）を設けることが
発表されている。Japanese Patent Application Laid-Open No. Hei 4-230512 discloses a method of writing data to be written at the time of writing and parity updated by the writing at different locations in level 5. Further, in the IBM disk array (9337), it has been announced that a WAD (write assist device) is provided at level 5.

【０００９】[0009]

【発明が解決しようとする課題】現在の汎用大型計算機
システム等ではドライブにより構成される２次記憶装置
内では、ＣＰＵから転送されてくるデータは個々のデー
タの格納場所（アドレス）が予め指定したアドレスに固
定され、ＣＰＵから当該データへ読みだしまたは書込む
場合は、この固定されたアドレスへアクセスすることに
なる。これは、ディスクアレイにおいても同じである。
データを分割して並列に処理を行うディスクアレイ（レ
ベル３）ではこのようにアドレスを固定しても影響は無
いが、データを分散して、独立に扱うディスクアレイ
（レベル５）ではアドレスを固定した場合、書込み時に
大きな処理オーバヘッドが必要になる。以下それについ
て説明する。In the current general-purpose large-scale computer system and the like, in a secondary storage device constituted by a drive, data transferred from the CPU has a storage location (address) of each data specified in advance. The address is fixed, and when reading or writing the data from the CPU, the fixed address is accessed. This is the same in the disk array.
In a disk array in which data is divided and processed in parallel (level 3), fixing addresses in this way has no effect. However, in a disk array in which data is distributed and handled independently (level 5), addresses are fixed. In such a case, a large processing overhead is required at the time of writing. This will be described below.

【００１０】図１１は前記公知例でD.Pattersonらが提
案したＲＡＩＤに述べられている、データを分散して、
独立に扱うディスクアレイ（レベル５）内部のデータア
ドレスを示している。この各アドレスにあるデータは１
回の読み出し／書込み処理される単位で、個々のデータ
は独立している。また、ＲＡＩＤで述べられているアー
キテクチャではデータに対するアドレスは固定されてい
る。前述したようにこのようなシステムでは、信頼性を
向上するためパリティを設定することが不可欠である。
本システムでは各ドライブ内の同一アドレスのデータに
よりパリティが作成される。すなわち、ドライブ＃１か
ら４までのアドレス（１，１）のデータによりパリティ
が作成され、パリティを格納するドライブの（１，１）
に格納される。本システムでは読み出し／書込み処理は
現在の汎用大型計算機システムと同様に各ドライブに対
し当該データをアクセスする。[0010] FIG. 11 is a data distribution method described in the RAID proposed by D. Patterson et al.
It shows the data address inside the disk array (level 5) that is handled independently. The data at each address is 1
Each data is independent in the unit of the read / write processing performed each time. In the architecture described in RAID, the address for data is fixed. As described above, in such a system, it is essential to set a parity in order to improve reliability.
In this system, parity is created by data at the same address in each drive. That is, a parity is created by the data of the address (1, 1) from the drives # 1 to # 4, and the (1, 1) of the drive storing the parity is generated.
Is stored in In this system, the read / write process accesses the data to each drive in the same manner as in the current general-purpose large computer system.

【００１１】このようなディスクアレイにおいて、例え
ばドライブ＃３のアドレス（２，２）のデータを更新す
る場合、まず、更新される前のドライブ＃３の（２，
２）のデータとパリティを格納してあるドライブの
（２，２）のパリティを読みだし（１）、これらと更新
する新しいデータとで排他的論理和をとり、新たなパリ
ティを作成たする（２）。パリティの作成完了後、更新
する新しいデータをドライブ＃３の（２，２）に、新パ
リティをパリティを格納するドライブの（２，２）に格
納する（３）。In such a disk array, for example, when updating the data of the address (2, 2) of the drive # 3, first, the (2, 2) of the drive # 3 before being updated is updated.
The parity of (2, 2) of the drive storing the data and the parity of (2) is read (1), and exclusive OR is performed with these and new data to be updated to create a new parity ( 2). After the creation of the parity is completed, the new data to be updated is stored in (2, 2) of the drive # 3, and the new parity is stored in (2, 2) of the drive storing the parity (3).

【００１２】図１２に示すように、このようなレベル５
のディスクアレイでは、データの格納されているドライ
ブとパリティの格納されているドライブから古いデータ
とパリティを読み出すため、ディスクを平均１／２回転
待ち、それから読み出してパリティを作成する。この新
しく作成したパリティを書き込むため更に一回転必要と
なり、データを書き替える場合最低で１．５回転待たな
ければならない。ドライブにおいては１．５回転ディス
クの回転を待つということは非常に大きなオーバヘッド
となる。このような書込み時のオーバヘッドを削減する
ため、書込み先のアドレスを動的に変換する方法が考え
られ、ＷＯ９１／２００７６に開示されている。[0012] As shown in FIG. 12, such level 5
In order to read old data and parity from the drive in which data is stored and the drive in which parity is stored, the disk array waits 平均 of the disk on average, and then reads to create parity. One more rotation is required to write the newly created parity, and at least 1.5 rotations must be waited when rewriting data. In a drive, waiting for the rotation of a 1.5 turn disk is a very large overhead. In order to reduce the overhead at the time of writing, a method of dynamically converting the address of the writing destination has been considered, which is disclosed in WO 91/2076.

【００１３】また、前記特開平４−２３０５１２におい
ても、書き込み時において書き込みデータをそのまま、
書き込みデータが書き込まれるアドレスではなく別のア
ドレスに、書き込むことにより書き込みオーバヘッドを
削減する方法について開示されている。ＣＰＵ側から書
き込むデータが送られてくるとですぐにパリティの更新
を行ない、更新後のパリティを書き込む。このように、
レベル５のディスクアレイでは、読みだしと比較し書き
込み時ではパリティ生成とこの生成したパリティを書き
込む処理のオーバヘッドが非常に大きいため、ＣＰＵか
らの読みだし、書き込み要求が多いときには、この処理
オーバヘッドが性能低下の大きな原因となる。Also, in the above-mentioned Japanese Patent Application Laid-Open No. 4-230512, at the time of writing,
A method is disclosed in which write overhead is reduced by writing to an address other than the address where the write data is written. As soon as data to be written is sent from the CPU side, the parity is updated, and the updated parity is written. in this way,
In the disk array of level 5, the overhead of parity generation and the processing of writing the generated parity is much larger at the time of writing than at the time of reading. Therefore, when there are many reading and writing requests from the CPU, this processing overhead is performance. A major cause of the decline.

【００１４】本発明の目的は、レベル５のディスクアレ
イ装置において、書き込み時における処理のオーバヘッ
ドを減少させて、ディスクアレイ装置の性能向上を図る
ことにある。An object of the present invention is to improve the performance of a disk array device of level 5 by reducing the processing overhead during writing.

【００１５】本発明の他の目的は、障害ドライブ内のデ
ータ復元用スペアドライブを装置の性能向上に利用する
ことによってドライブ資源の有効活用を図ることにあ
る。It is another object of the present invention to effectively use drive resources by using a data restoration spare drive in a failed drive to improve the performance of the apparatus.

【００１６】[0016]

【課題を解決するための手段】本発明ではパリティグル
ープを構成するドライブと二重化領域（スペース領域）
のドライブにより論理グループを構成し、このスペース
領域を有効に活用することにより、高信頼性を保ちなが
ら、しかも、書き込み時のパリティ更新の開始時間を遅
らせ、後のＣＰＵからの読みだしまたは書き込み要求が
少ないときにパリティ生成を行う。According to the present invention, a drive constituting a parity group and a duplex area (space area) are provided.
A logical group is composed of drives, and by effectively utilizing this space area, the start time of the parity update at the time of writing is delayed while maintaining high reliability, and a read or write request from the CPU can be made later. Is generated when the number is small.

【００１７】具体的には、書き込み時に、論理グループ
１０を構成するＳＣＳＩドライブ１２の中で、書き込む
データ（新データ）をとりあえずスペース領域に二重化
して格納する。ＣＰＵ１に対してはこの時点で書き込み
処理を完了したと報告する。More specifically, at the time of writing, data to be written (new data) is temporarily stored in the space area in the SCSI drives 12 constituting the logical group 10 in a duplicated manner. At this point, the CPU 1 is notified that the writing process has been completed.

【００１８】また、パリティの作成および当該ＳＣＳＩ
ドライブ１２へのパリティの書き込みは、新データのＳ
ＣＳＩドライブへの書き込みとは独立のタイミングで、
処理する。具体的には、ＡＤＣ２のＭＰ１２０が当該
論理グループ１０に対するＣＰＵ１からの読みだし／書
き込み要求をカウントし、予めユーザまたはシステム管
理者が設定した数より少ない場合で、しかも当該ＳＣＳ
Ｉドライブ１２に対し読みだしまたは書き込み要求が発
行されていないときにパリティの作成を行い、パリティ
の作成完了後当該ＳＣＳＩドライブ１２に対しパリティ
を書き込む。In addition, parity generation and the SCSI
Writing the parity to the drive 12 is performed by writing the new data S
At a timing independent of writing to the CSI drive,
To process. Specifically, the MP1 20 of the ADC 2 counts the number of read / write requests from the CPU 1 to the logical group 10 and if the number is smaller than the number set in advance by the user or the system administrator,
When no read or write request has been issued to the I drive 12, parity is created, and after the parity creation is completed, the parity is written to the SCSI drive 12.

【００１９】パリティの書き込みの他の方法として、一
定時間毎の割込み処理で行なってもよい。一日の中でＣ
ＰＵからの読みだしまたは書き込み要求数の少ない時間
帯、あるいは一月の中で少ない日を予測し、スケジュー
ル化しておけばよい。As another method of writing the parity, the parity may be written by an interrupt process at fixed time intervals. C in the day
A time zone in which the number of read or write requests from the PU is small or a small day in a month may be predicted and scheduled.

【００２０】パリティの作成およびそのパリティの当該
ＳＣＳＩドライブ１２へのパリティの書き込みが完了す
る前に、当該論理グループ１０において任意の１台のＳ
ＣＳＩドライブに対し障害が発生し、その内部のデータ
が読み出せなくなった場合は、二重化データ以外のデー
タが格納されているＳＣＳＩドライブ１２に対しては、
前のパリティと、残っているデータから障害が発生した
ＳＣＳＩドライブ１２内のデータを回復することが可能
で、二重化されている新しいデータにおいては、障害が
発生していない方のＳＣＳＩドライブ１２内の新データ
により回復することが可能である。Before the creation of the parity and the writing of the parity to the SCSI drive 12 are completed, any one of the S
If a failure occurs in the CSI drive and data inside the CSI drive cannot be read, the SCSI drive 12 storing data other than the duplicated data is
It is possible to recover the data in the failed SCSI drive 12 from the previous parity and the remaining data, and in the duplicated new data, the data in the non-failed SCSI drive 12 can be recovered. It is possible to recover with new data.

【００２１】[0021]

【作用】本発明では、上記のようにデータの書き込みと
パリティの作成およびＳＣＳＩドライブ１２への書き込
みを独立させることにより、ユーザ（ＣＰＵ）からは書
き込み時のパリティ作成によるオーバヘッドはなくな
る。これは、ＣＰＵからの読みだしまたは書き込み要求
数には時間的変動があるため、読みだしまたは書き込み
要求数が多いときには、書き込み処理におけるパリティ
の更新をその都度行わず、データの書き込みが完了した
時点でＣＰＵには終了を報告し、比較的読みだしまたは
書き込み要求の数が少ないときまでパリティの更新を遅
らせる。このパリティの更新はＣＰＵ側の関知はなく、
ディスクアレイコントローラ２が独自に行う。According to the present invention, as described above, the writing of data, the creation of parity, and the writing to the SCSI drive 12 are made independent from each other, so that there is no overhead from the user (CPU) due to parity creation at the time of writing. This is because the number of read or write requests from the CPU fluctuates with time, so when the number of read or write requests is large, the parity is not updated in the write process each time and the data write is completed. Then, the completion is reported to the CPU, and the update of the parity is delayed until the number of read or write requests is relatively small. This parity update is not related to the CPU,
This is performed independently by the disk array controller 2.

【００２２】このため、ＣＰＵ側から見たとき、従来の
ディスクアレイ（ＲＡＩＤ方式）では図１２に示すよう
に書き込み時に平均１．５回転の回転待ち時間を必要と
したのが、本発明によれば平均０．５回転の回転待ち時
間ですむ。また、信頼性の面から見ても従来のディスク
アレイ（ＲＡＩＤ方式）と比較し、同等に向上させるこ
とが可能となる。For this reason, according to the present invention, when viewed from the CPU side, the conventional disk array (RAID system) requires an average rotation waiting time of 1.5 rotations at the time of writing as shown in FIG. In this case, the average rotation waiting time is 0.5 rotation. Also, from the viewpoint of reliability, it is possible to improve the same as compared with the conventional disk array (RAID system).

【００２３】[0023]

【実施例】【Example】

〈実施例１〉以下本発明の一実施例を、図１〜図５及び
図１３により説明する。図１において、本実施例はＣＰ
Ｕ１、ディスクアレイコントローラ（以下ＡＤＣ）２，
ディスクアレイユニット（以下ＡＤＵ）３により構成さ
れる。ＡＤＵ３は複数の論理グループ１０により構成さ
れ，個々の論理グループ１０はｍ台のＳＣＳＩドライブ
１２と、各々のＳＣＳＩドライブ１２とＡＤＣ２を接続
するドライブパス９−１から４により構成される。な
お，このＳＣＳＩドライブ１２の数は本発明の効果を得
るには、特に制限は無い。この論理グループ１０は障害
回復単位で、この論理グループ１０内の各ＳＣＳＩドラ
イブ１２内の各データによりパリティを作成する。本実
施例ではｍ−１台の個々のＳＣＳＩドライブ１２内のデ
ータから各々のパリティが作成される。<Embodiment 1> One embodiment of the present invention will be described below with reference to FIGS. 1 to 5 and FIG. In FIG. 1, this embodiment is a CP
U1, disk array controller (ADC) 2,
It comprises a disk array unit (ADU) 3. The ADU 3 is composed of a plurality of logical groups 10, and each logical group 10 is composed of m SCSI drives 12 and drive paths 9-1 to 4 connecting each SCSI drive 12 and the ADC 2. The number of SCSI drives 12 is not particularly limited in order to obtain the effects of the present invention. The logical group 10 is a unit for recovery from failure, and creates a parity using data in each SCSI drive 12 in the logical group 10. In this embodiment, each parity is created from the data in the m-1 individual SCSI drives 12.

【００２４】次に、ＡＤＣ２の内部構造について図１を
用いて説明する。ＡＤＣ２はチャネルパスディレクタ５
と２個のクラスタ１３とバッテリバックアップ等により
不揮発化された半導体メモリであるキャッシュメモリ７
により構成される。このキャッシュメモリ７にはデータ
とアドレス変換用テーブルが格納されている。このキャ
ッシュメモリ７およびその中のアドレス変換用テーブル
はＡＤＣ２内の全てのクラスタにおいて共有で使用され
る。クラスタ１３はＡＤＣ２内において独立に動作可能
なパスの集合で、各クラスタ１３間においては電源、回
路は全く独立となっている。クラスタ１３はチャネル、
キャッシュメモリ７間のパスであるチャネルパス６と、
キャッシュメモリ７とＳＣＳＩドライブ１２間のパスで
あるドライブパス８−１から８−４が、それぞれ、２個
ずつで構成されている。それぞれのチャネルパス６−１
から６−４とドライブパス８はキャッシュメモリ７を介
して接続されている。ＣＰＵ１より発行されたコマンド
は外部インターフェースパス４を通ってＡＤＣ２のチャ
ネルパスディレクタ５に発行される。ＡＤＣ２は２個の
クラスタ１３により構成され、それぞれのクラスタは２
個のパスで構成されるため、ＡＤＣ２は合計４個のパス
により構成される。このことから、ＡＤＣ２ではＣＰＵ
１からのコマンドを同時に４個まで受け付けることが可
能である。そこで、ＣＰＵ１からコマンドが発行された
場合、ＡＤＣ２内のチャネルパスディレクタ５によりコ
マンドの受付が可能かどうか判断する。Next, the internal structure of the ADC 2 will be described with reference to FIG. ADC 2 is channel path director 5
And two clusters 13 and a cache memory 7 which is a nonvolatile semiconductor memory by battery backup or the like
It consists of. The cache memory 7 stores data and an address conversion table. The cache memory 7 and the address conversion table therein are used in common by all clusters in the ADC 2. The cluster 13 is a set of paths that can operate independently in the ADC 2, and the power supply and the circuit are completely independent between the clusters 13. Cluster 13 is a channel,
A channel path 6, which is a path between the cache memories 7,
Each of the drive paths 8-1 to 8-4 , which are paths between the cache memory 7 and the SCSI drive 12, is composed of two drive paths. Each channel path 6-1
To 6-4 and the drive path 8 are connected via the cache memory 7. The command issued from the CPU 1 is issued to the channel path director 5 of the ADC 2 through the external interface path 4. The ADC 2 is composed of two clusters 13, each of which has 2 clusters.
ADC2 is composed of a total of four paths. From this, ADC2 uses CPU
It is possible to receive up to four commands from 1 at the same time. Therefore, when a command is issued from the CPU 1, it is determined whether or not the command can be accepted by the channel path director 5 in the ADC 2.

【００２５】図２は図１のチャネルパスディレクタ５と
１クラスタ１３−１内の内部構造を示した図である。図
２に示すように、ＣＰＵ１からＡＤＣ２に送られてきた
コマンドはインターフェースアダプタ（以下ＩＦＡｄ
ｐ）１５により取り込まれ、マイクロプロセッサである
ＭＰ１２０はクラスタ内の外部インターフェースパス
４の中で使用可能なパスがあるかを調べ、使用可能な外
部インターフェースパス４がある場合はＭＰ１２０は
チャネルパススイッチ１６を切り換えてコマンドの受付
け処理を行ない、受け付けられない場合は受付不可の応
答をＣＰＵ１へ送る。FIG. 2 is a diagram showing an internal structure of the channel path director 5 and one cluster 13-1 of FIG. As shown in FIG. 2, a command sent from the CPU 1 to the ADC 2 is an interface adapter (hereinafter, IF Ad).
The microprocessor MP1 20 fetched by p) 15 checks whether there is a usable path among the external interface paths 4 in the cluster, and if there is a usable external interface path 4, the MP1 20 sets the channel path. The switch 16 is switched to perform a command accepting process. If the command is not accepted, a response indicating that the command is not accepted is sent to the CPU 1.

【００２６】本実施例ではＡＤＵ３を構成するＳＣＳＩ
ドライブ１２はＳＣＳＩインターフェースのドライブを
使用する。ＣＰＵ１をＩＢＭシステム９０００シリーズ
のような大型汎用計算機とした場合、ＣＰＵ１からはＩ
ＢＭオペレーティングシステム（ＯＳ）で動作可能なチ
ャネルインターフェースのコマンド体系にのっとってコ
マンドが発行される。そこで、ＳＣＳＩドライブ１２を
ＳＣＳＩインターフェースのドライブを使用した場合、
ＣＰＵ１からのコマンドを、ＳＣＳＩインターフェース
のコマンド体系にのっとったコマンドに変換する必要が
生じる。この変換はコマンドのプロトコル変換と、アド
レス変換に大きく分けられる。以下にアドレス変換につ
いて説明する。In this embodiment, the SCSI constituting the ADU3
The drive 12 uses a drive of the SCSI interface. When the CPU 1 is a large general-purpose computer such as the IBM System 9000 series, the CPU 1
Commands are issued in accordance with a channel interface command system operable by the BM operating system (OS). Therefore, when a SCSI interface drive is used as the SCSI drive 12,
It is necessary to convert a command from the CPU 1 into a command conforming to the SCSI interface command system. This conversion can be broadly divided into command protocol conversion and address conversion. Hereinafter, the address conversion will be described.

【００２７】ＣＰＵ１から指定されるアドレスは、図１
２に示すように当該データが格納されているトラックが
所属するシリンダの位置と、そのシリンダ内において当
該データが格納されているトラックを決定するヘッドア
ドレスと、そのトラック内のレコードの位置を特定す
る。具体的には要求データが格納されている当該ドライ
ブの番号（ＣＰＵ指定ドライブ番号）と当該ドライブ内
のシリンダ番号であるシリンダアドレス（ＣＣ）とシリ
ンダにおいてトラックを選択するヘッドの番号であるヘ
ッドアドレス（ＨＨ）とレコードアドレス（Ｒ）からな
るＣＣＨＨＲである。The address specified by the CPU 1 is shown in FIG.
As shown in FIG. 2, the position of the cylinder to which the track in which the data is stored belongs, the head address for determining the track in which the data is stored in the cylinder, and the position of the record in the track are specified. . Specifically, the number of the drive in which the requested data is stored (CPU-designated drive number), the cylinder address (CC) that is the cylinder number in the drive, and the head address (the number of the head that selects a track in the cylinder) HH) and a record address (R).

【００２８】従来のＣＫＤフォーマット対応の磁気ディ
スクサブシステム（ＩＢＭ３９９０−３３９０）ではこ
のアドレスに従ってドライブへアクセスすれば良い。し
かし、本実施例では複数のＳＣＳＩドライブ１２により
従来のＣＫＤフォーマット対応の磁気ディスクサブシス
テムを論理的にエミュレートする。つまり、ＡＤＣ２は
複数のＳＣＳＩドライブ１２が、従来のＣＫＤフォーマ
ット対応の磁気ディスクサブシステムで使用されている
ドライブ１台に相当するようにＣＰＵ１にみせかける。
このため、ＣＰＵ１から指定してきたアドレス（ＣＣＨ
ＨＲ）をＳＣＳＩドライブのアドレスにＭＰ１２０は
変換する。このアドレス変換には以下に示すようなアド
レス変換用のテーブル４０（以下アドレステーブルとす
る）が使用される。In a conventional magnetic disk subsystem (IBM 3990-3390) compatible with the CKD format, the drive may be accessed according to this address. However, in the present embodiment, a plurality of SCSI drives 12 logically emulate a conventional magnetic disk subsystem compatible with the CKD format. That is, the ADC 2 presents the CPU 1 such that the plurality of SCSI drives 12 correspond to one drive used in the conventional magnetic disk subsystem compatible with the CKD format.
For this reason, the address (CCH) specified by the CPU 1
HR) to the address of the SCSI drive. For this address conversion, an address conversion table 40 (hereinafter referred to as an address table) as shown below is used.

【００２９】ＡＤＣ２内のキャッシュメモリ７には、そ
の内部の適当な領域に図３に示すようなアドレステーブ
ル４０が格納されている。本実施例では、ＣＰＵ１が指
定してくるドライブはＣＫＤフォーマット対応の単体ド
ライブである。しかし、本発明ではＣＰＵ１は単体と認
識しているドライブが、実際は複数のＳＣＳＩドライブ
１２により構成されるため、論理的なドライブとして定
義される。このため、ＡＤＣ２のＭＰ１２０はＣＰＵ
１より指定してきたアドレス（ＣＰＵ指定ドライブ番号
４１とＣＣＨＨＲ４６）をＳＣＳＩドライブ１２に対す
るＳＣＳＩドライブアドレス４２（ＳＣＳＩドライブ番
号４３とそのＳＣＳＩドライブ内のアドレス（以下ＳＣ
ＳＩ内Ａｄｄｒとする）４４）に変換する。The cache memory 7 in the ADC 2 stores an address table 40 as shown in FIG. In this embodiment, the drive designated by the CPU 1 is a single drive compatible with the CKD format. However, in the present invention, the drive recognized as a single unit by the CPU 1 is actually defined as a logical drive because it is constituted by a plurality of SCSI drives 12. Therefore, the MP1 20 of the ADC 2 is connected to the CPU
1 is assigned to the SCSI drive address 42 (the SCSI drive number 43 and the address within the SCSI drive (hereinafter referred to as SC).
(Addr in SI) 44).

【００３０】アドレステーブル４０はＣＰＵ１が指定す
るＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＳＣＳＩドライブアド
レス４２により構成される。ＳＣＳＩドライブアドレス
４２はＳＣＳＩドライブ１２のアドレスであるＳＣＳＩ
ドライブ番号４３とそのＳＣＳＩドライブ内の実際にデ
ータが格納されているアドレスである、ＳＣＳＩ内Ａｄ
ｄｒ４４と、論理グループ１０内において、そのＳＣＳ
Ｉ内Ａｄｄｒ４４により決定されるパリティグループに
おけるパリティが格納されているＳＣＳＩドライブ番号
（パリティドライブ番号５０）と、二重化領域（スペー
ス領域）が格納されているＳＣＳＩドライブ番号（スペ
ースドライブ番号５１）により構成されている。このア
ドレステーブル４０では、論理アドレス４５によりＳＣ
ＳＩドライブ番号４３とＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４を決定
する。アドレステーブル４０のＳＣＳＩドライブアドレ
ス４２に登録されているＳＣＳＩドライブ番号４３のＳ
ＣＳＩドライブ１２により論理グループ１０は構成され
る。The address table 40 is composed of a CPU designated drive number 41 designated by the CPU 1 and a SCSI drive address 42. The SCSI drive address 42 is the SCSI drive 12 SCSI address.
The drive number 43 and the address in the SCSI drive where the data is actually stored,
dr44 and its SCS in the logical group 10.
It is composed of a SCSI drive number (parity drive number 50) storing the parity in the parity group determined by the Addr 44 in I, and a SCSI drive number (space drive number 51) storing the duplex area (space area). ing. In this address table 40, the logical address 45
The SI drive number 43 and the SCSI Addr 44 are determined. S of the SCSI drive number 43 registered in the SCSI drive address 42 of the address table 40
The logical group 10 is configured by the CSI drive 12.

【００３１】この論理グループ１０内の同一ＳＣＳＩ内
Ａｄｄｒ４４において、パリティが格納されているＳＣ
ＳＩドライブ番号４３をパリティドライブ番号５０に登
録し、スペース領域が確保されているＳＣＳＩドライブ
番号４３をスペースドライブ番号５１に登録する。スペ
ースドライブ番号５１にはスペース領域が確保されてい
るＳＣＳＩドライブ番号の他にＳＤフラグ５３により構
成される。ＳＤフラグ５３は、スペース領域に格納され
ているデータが有効で、書き込み処理においてスペース
領域として使用できない場合はオン（１）となり、無効
で、スペース領域として使用可能な場合はオフ（０）と
なる。この論理グループ１０はデータとこのデータと関
連するパリティにより構成されるパリティグループとス
ペース領域により構成される。In the Addr 44 within the same SCSI in the logical group 10, the SC in which parity is stored
The SI drive number 43 is registered in the parity drive number 50, and the SCSI drive number 43 in which the space area is secured is registered in the space drive number 51. The space drive number 51 is constituted by an SD flag 53 in addition to the SCSI drive number for which the space area is secured. The SD flag 53 is turned on (1) when the data stored in the space area is valid and cannot be used as the space area in the writing process, and turned off (0) when the data is invalid and can be used as the space area. . The logical group 10 is composed of a parity group and a space area composed of data and a parity associated with the data.

【００３２】論理アドレス４５にはＣＰＵ１から指定さ
れるアドレスである、ＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＣ
ＣＨＨＲの中でＣＣＨＨＲ４６が登録されており、それ
以外にはこの論理アドレス４５のデータがキャッシュメ
モリ７内に存在する場合の、そのデータのキャッシュメ
モリ７内のアドレスを格納するキャッシュアドレス４７
と、キャッシュメモリ７内にその論理アドレス４５のデ
ータを保持している場合オン（１）が登録されるキャッ
シュフラグ４８と、その論理アドレス４５にはスペース
領域が確保されている場合オン（１）となる無効フラグ
４９とキャッシュメモリ７内の書き込みデータがドライ
ブに書き込まれている場合オン（１）となるドライブフ
ラグ５２により構成される。The logical address 45 is an address designated by the CPU 1, ie, the CPU designated drive number 41 and C
If the CCHHR 46 is registered in the CHHR and the data of the logical address 45 exists in the cache memory 7 in addition to the CCHHR 46, the cache address 47 stores the address of the data in the cache memory 7.
And a cache flag 48 in which ON (1) is registered when data of the logical address 45 is held in the cache memory 7, and ON (1) when a space area is secured in the logical address 45. And a drive flag 52 that is turned on (1) when the write data in the cache memory 7 is written to the drive.

【００３３】以上のようにアドレステーブル４０により
ＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＣＣＨＨＲ４６を論理ア
ドレス４５に変換し、そのデータが実際に格納されてい
るＳＣＳＩドライブ番号４３とＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４
を決定する。As described above, the CPU designated drive number 41 and the CCHHR 46 are converted into the logical address 45 by the address table 40, and the SCSI drive number 43 where the data is actually stored and the Addr 44 in the SCSI.
To determine.

【００３４】例えば、図３においてＣＰＵ１からＣＰＵ
指定ドライブ番号４１としてＤｒｉｖｅ＃１、ＣＣＨＨ
Ｒ４６がＡＤＲ８のデータに対し要求を発行してきた場
合、アドレステーブル４０においてＣＰＵ指定ドライブ
番号４１がＤｒｉｖｅ＃１の領域の各論理アドレス４５
内のＣＣＨＨＲ４６を調べ、ＣＣＨＨＲ４６がＡＤＲ８
の論理アドレス４５を探す。図３においては論理アドレ
ス４５としてＤａｔａ＃２３（Ｄ＃２３）がＣＣＨＨＲ
４６がＡＤＲ８となっており、Ｄａｔａ＃２３（Ｄ＃２
３）が当該論理アドレス４５である。For example, in FIG.
Drive # 1, CCHH as designated drive number 41
When R46 issues a request for the data of ADR8, in the address table 40, the CPU designated drive number 41 is set to the logical address 45 of the area of Drive # 1.
Of CCHHR46 in ADR8
Is searched for a logical address 45. In FIG. 3, Data # 23 (D # 23) is CCHHR as the logical address 45.
46 is ADR8, and Data # 23 (D # 2
3) is the logical address 45.

【００３５】このＤａｔａ＃２３（Ｄ＃２３）はアドレ
ステーブル４０からＳＤ＃２のＳＣＳＩインターフェー
スのＳＣＳＩドライブ１２内のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４
としてＤＡＤＲ８に該当することが分かり、物理的なア
ドレスへ変換される。また、このＤａｔａ＃２３（Ｄ＃
２３）に対応するパリティは、パリティドライブ番号５
０からＤａｔａ＃２３（Ｄ＃２３）と同一のＳＣＳＩ内
Ａｄｄｒ４４のＤＡＤＲ８のＳＤ＃４のＳＣＳＩドライ
ブ１２に格納されており、スペアドライブ番号５１か
ら、ＳＤフラグ５３がオン（１）のため、ＳＤ＃４、５
のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４がＤＡＤＲ８に二重化して格
納されているデータは有効で、この領域は二重化領域
（スペア領域）として使用することは禁止されている。This Data # 23 (D # 23) is obtained from the address table 40 by using the Addr 44 in the SCSI in the SCSI drive 12 of the SCSI interface of the SD # 2.
, And is converted to a physical address. The data # 23 (D #
The parity corresponding to 23) is parity drive number 5
0 to Data # 23 (D # 23) are stored in the SCSI drive 12 of SD # 4 of DADR8 of Addr44 in the same SCSI as Data # 23 (D # 23), and from the spare drive number 51, the SD flag 53 is on (1). # 4, 5
The data in which the Addr 44 in the SCSI is duplicated and stored in the DADR 8 is valid, and the use of this area as a duplicated area (spare area) is prohibited.

【００３６】このように、ＣＰＵ１から指定されたアド
レスを論理アドレス４５に変換し、実際に読みだし／書
き込みを行うＳＣＳＩドライブ１２の物理的なアドレス
に変換した後、ＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２のＤａ
ｔａ＃２３（Ｄ＃２３）に対し読み出しまたは書込み要
求が発行される。この時アドレステーブル４０において
Ｄａｔａ＃２３（Ｄ＃２３）の論理アドレス４５ではキ
ャッシュフラグ４８がオン（１）のためこのデータはキ
ャッシュメモリ７内のＣＡＤＲ２，１に存在する。も
し、キャッシュフラグ４８がオフ（０）であればＣＡＤ
Ｒ２，４のキャッシュメモリ７内には、当該データは存
在しない。また、このデータは無効フラグ４９がオフ
（０）のため、このデータは有効となる。さらにドライ
ブフラグ５２がオン（１）のため、このデータはキャッ
シュメモリ７からドライブに既に書き込まれている。As described above, the address specified by the CPU 1 is converted into the logical address 45, and is converted into the physical address of the SCSI drive 12 which actually performs reading / writing. Da
A read or write request is issued to ta # 23 (D # 23). At this time, the cache flag 48 is turned on (1) at the logical address 45 of Data # 23 (D # 23) in the address table 40, so that this data exists in the CADR2, 1 in the cache memory 7. If the cache flag 48 is off (0), CAD
The data does not exist in the cache memories 7 of R2 and R4. This data is valid because the invalid flag 49 is off (0). Further, since the drive flag 52 is on (1), this data has already been written from the cache memory 7 to the drive.

【００３７】この、アドレステーブル４０はシステムの
電源をオンした時に、ＭＰ１２０により論理グループ
１０内のある特定のＳＣＳＩドライブ１２から、キャッ
シュメモリ７にＣＰＵ１は関知せず自動的に読み込まれ
る。一方、電源をオフする時はＭＰ１２０によりキャ
ッシュメモリ７内のアドレステーブル４０を、読み込ん
できたＳＣＳＩドライブ１２内の所定の場所にＣＰＵ１
は関知せずに自動的に格納する。The address table 40 is automatically read into the cache memory 7 from the specific SCSI drive 12 in the logical group 10 by the MP 120 when the power supply of the system is turned on, irrespective of the CPU 1. On the other hand, when the power supply is turned off, the address table 40 in the cache memory 7 is stored in a predetermined location in the SCSI drive 12 by the MP1 20.
Is automatically stored without any knowledge.

【００３８】次に、ＡＤＣ２内での具体的なＩ／Ｏ処理
について図１、図２を用いて説明する。ＣＰＵ１より発
行されたコマンドはＩＦＡｄｐ１５を介してＡＤＣ２
に取り込まれ、ＭＰ１２０により読み出し要求か書込
み要求か解読される。まず、読み出し要求の場合の処理
方法を以下に示す。Next, specific I / O processing in the ADC 2 will be described with reference to FIGS. The command issued from CPU1 is ADC2 via IF Adp15.
The MP1 20 decodes the read request or the write request. First, a processing method for a read request will be described below.

【００３９】ＭＰ１２０が読み出し要求のコマンドを
認識すると、ＭＰ１２０はＣＰＵ１から送られてきた
ＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＣＣＨＨＲ４６（以下両
方を併せてＣＰＵ指定アドレスとする）についてアドレ
ステーブル４０を参照し、当該データの論理アドレス４
５への変換を行ない、論理アドレス４５に登録されてい
るキャッシュメモリ７内に存在するかどうかキャッシュ
フラグ４８を調べ、判定する。When the MP1 20 recognizes the read request command, the MP1 20 refers to the address table 40 for the CPU-designated drive number 41 and the CCHHR 46 sent from the CPU 1 (both will be referred to as a CPU-designated address). Logical address 4 of the data
5 is checked, and the cache flag 48 is checked to determine whether or not it exists in the cache memory 7 registered at the logical address 45.

【００４０】キャッシュフラグ４８がオンでキャッシュ
メモリ７内に格納されている場合（キャッシュヒット）
は、ＭＰ１２０がキャッシュメモリ７から当該データ
を読みだす制御を開始し，キャッシュメモリ７内に無い
場合（キャッシュミス）は当該ドライブ１２へその内部
の当該データを読みだす制御を開始する。When the cache flag 48 is on and stored in the cache memory 7 (cache hit)
Starts the control for the MP1 20 to read the data from the cache memory 7, and starts the control for reading the data in the drive 12 to the drive 12 when the data is not in the cache memory 7 (cache miss).

【００４１】キャッシュヒット時、ＭＰ１２０はアド
レステーブル４０によりＣＰＵ１から指定してきたＣＰ
Ｕ指定アドレスから論理アドレス４５に変換し、論理ア
ドレス４５内のキャッシュアドレス４７によりキャッシ
ュメモリ７のアドレスに変換し、キャッシュメモリ７へ
当該データを読み出しに行く。具体的にはＭＰ１２０
の指示の元でキャッシュアダプタ回路（ＣＡｄｐ）２
４によりキャッシュメモリ７から当該データは読み出さ
れる。At the time of a cache hit, the MP 1 20 specifies the CP designated by the CPU 1 from the address table 40.
The U-designated address is converted to the logical address 45, the cache address 47 in the logical address 45 is converted to the address of the cache memory 7, and the data is read out to the cache memory 7. Specifically, MP1 20
Cache adapter circuit (C Adp) 2 under the instruction of
4 reads the data from the cache memory 7.

【００４２】ＣＡｄｐ２４はキャッシュメモリ７に対
するデータの読みだし、書き込みをＭＰ１２０の指示
で行う回路で、キャッシュメモリ７の状態の監視、各読
みだし、書き込み要求に対し排他制御を行う回路であ
る。ＣＡｄｐ２４により読み出されたデータはデータ
制御回路（ＤＣＣ）２２の制御によりチャネルインター
フェース回路（ＣＨＩＦ）２１に転送される。ＣＨ
ＩＦ２１ではＣＰＵ１におけるチャネルインターフェー
スのプロトコルに変換し、チャネルインターフェースに
対応する速度に速度調整する。具体的にはＣＰＵ１，Ａ
ＤＣ２間のチャネルインターフェースを光のインターフ
ェースにした場合、光のインターフェースのプロトコル
をＡＤＣ２内では電気処理でのプロトコルに変換する。
ＣＨＩＦ２１におけるプロトコル変換および速度調整
後は、チャネルパスディレクタ５において、チャネルパ
ススイッチ１６が外部インターフェースパス４を選択し
ＩＦＡｄｐ１５によりＣＰＵ１へデータ転送を行なう。The C Adp 24 is a circuit for reading and writing data to and from the cache memory 7 in accordance with the instructions of the MP 120, and is a circuit for monitoring the state of the cache memory 7 and performing exclusive control on each reading and writing request. The data read by the C Adp 24 is transferred to the channel interface circuit (CH IF) 21 under the control of the data control circuit (DCC) 22. CH
The IF 21 converts the data into the protocol of the channel interface in the CPU 1 and adjusts the speed to a speed corresponding to the channel interface. Specifically, CPU1, A
When the channel interface between the DCs 2 is an optical interface, the protocol of the optical interface is converted into a protocol for electrical processing in the ADC 2.
After the protocol conversion and the speed adjustment in the CH IF 21, in the channel path director 5, the channel path switch 16 selects the external interface path 4 and transfers data to the CPU 1 by the IFAdp 15.

【００４３】一方、キャッシュミス時はキャッシュヒッ
ト時と同様にアドレステーブル４０により、ＣＰＵ指定
アドレスを論理アドレス４５に変換し、論理アドレス４
５から当該ＳＣＳＩドライブ番号とそのＳＣＳＩドライ
ブ内の実際にデータが格納されているＳＣＳＩ内Ａｄｄ
ｒ４４を認識し、そのアドレスに対し、ＭＰ１２０は
ＤｒｉｖｅＩＦ２８に対し、当該ドライブ１２への読
み出し要求を発行するように指示する。ＤｒｉｖｅＩ
Ｆ２８ではＳＣＳＩの読み出し処理手順に従って、読み
出しコマンドをドライブユニットパス９−１または９−
２を介して発行する。ＤｒｉｖｅＩＦ２８から読み出
しコマンドを発行された当該ＳＣＳＩドライブ１２にお
いては指示されたＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４へシーク、回
転待ちのアクセス処理を行なう。当該ＳＣＳＩドライブ
１２におけるアクセス処理が完了した後、当該ＳＣＳＩ
ドライブ１２は当該データを読み出しドライブユニット
パス９を介してＤｒｉｖｅＩＦ２８へ転送する。On the other hand, at the time of a cache miss, the CPU-specified address is converted into the logical address 45 by the address table 40 in the same manner as at the time of the cache hit, and the logical address 4
5 to the SCSI drive number and the SCSI Add where the data is actually stored in the SCSI drive.
Recognizing r44, the MP1 20 instructs the Drive IF 28 to issue a read request to the drive 12 to that address. Drive I
In F28, the read command is transmitted to the drive unit path 9-1 or 9- according to the SCSI read processing procedure.
Issued via 2 In the SCSI drive 12 to which the read command has been issued from the drive IF 28, the SCSI drive 12 performs seek access to the specified SCSI Addr 44 and waits for rotation. After the access processing in the SCSI drive 12 is completed,
The drive 12 reads the data and transfers the data to the drive IF 28 via the drive unit path 9.

【００４４】ＤｒｉｖｅＩＦ２８では転送されてきた
当該データをＳＣＳＩドライブ側のキャッシュアダプタ
回路（ＣＡｄｐ）１４に転送し、（ＣＡｄｐ）１４
ではキャッシュメモリ７にデータを格納する。この時、
ＣＡｄｐ１４はキャッシュメモリ７にデータを格納す
ることをＭＰ１２０に報告し、ＭＰ１２０はこの報
告を元にアドレステーブル４０のＣＰＵが読みだし要求
を発行したＣＰＵ指定アドレスに対応した論理アドレス
４５のキャッシュフラグ４８をオン（１）にし、キャッ
シュアドレス４７にキャッシュメモリ７内のデータを格
納したアドレスを登録する。キャッシュメモリ７にデー
タを格納し、アドレステーブル４０のキャッシュフラグ
４８をオン（１）にし、キャッシュメモリ７内のアドレ
スを更新した後はキャッシュヒット時と同様な手順でＣ
ＰＵ１へ当該データを転送する。The drive IF 28 transfers the transferred data to the cache adapter circuit (C Adp) 14 on the SCSI drive side, and the (C Adp) 14
Then, data is stored in the cache memory 7. At this time,
The C Adp 14 reports to the MP 1 20 that the data is to be stored in the cache memory 7, and based on the report, the MP 1 20 caches the logical address 45 corresponding to the CPU designated address from which the CPU of the address table 40 has issued the read request. The flag 48 is turned on (1), and the address at which the data in the cache memory 7 is stored is registered in the cache address 47. After the data is stored in the cache memory 7, the cache flag 48 of the address table 40 is turned on (1), and the address in the cache memory 7 is updated.
The data is transferred to PU1.

【００４５】一方書き込み時は以下のように処理され
る。書き込み処理はユーザが書き込み先のアドレス（Ｃ
ＰＵ指定アドレス）を指定し、その位置にユーザはデー
タを書き込んでいると認識する。つまりユーザは固定の
位置にアドレスを指定していると認識している。On the other hand, at the time of writing, processing is performed as follows. The write process is performed by the user at the write destination address (C
PU specified address), and recognizes that the user is writing data at that position. That is, the user recognizes that the address is specified at the fixed position.

【００４６】ＣＰＵ１から、指定アドレスすなわち、図
３に示すアドレステーブル４０においてＣＰＵ指定ドラ
イブ番号４１がドライブ＃１でＣＣＨＨＲ４６がＡＤＲ
８に対して、書き込み命令が発行されたとする。まず、
ＡＤＣ２のＭＰ１２０はＣＰＵ１からドライブ＃１の
ＣＣＨＨＲ４６がＡＤＲ８に対し書込み要求のコマンド
を受け取った後、コマンドを受け取ったＭＰ１２０が
所属するクラスタ１３内の各チャネルパス６において処
理可能かどうかを調べ、可能な場合は処理可能だという
応答をＣＰＵ１へ返す。ＣＰＵ１では処理可能だという
応答を受け取った後にＡＤＣ２へデータを転送する。こ
の時、ＡＤＣ２ではＭＰ１２０の指示によりチャネル
パスディレクタ５において、チャネルパススイッチ１６
が当該外部インターフェースパス４とＩＦＡｄｐ１５
を当該チャネルパス６と接続しＣＰＵ１とＡＤＣ２間の
接続を確立する。From the CPU 1, the designated address, ie, the CPU designated drive number 41 is drive # 1 and the CCHHR 46 is ADR in the address table 40 shown in FIG.
It is assumed that a write command has been issued to the CPU 8. First,
After the CCHHR 46 of the drive # 1 receives the write request command to the ADR 8 from the CPU 1, the MP 1 20 of the ADC 2 checks whether or not it can be processed in each channel path 6 in the cluster 13 to which the MP 1 20 that received the command belongs. If possible, a response that processing is possible is returned to the CPU 1. The CPU 1 transfers the data to the ADC 2 after receiving the response indicating that the data can be processed. At this time, in the ADC 2, according to the instruction of MP 1 20, the channel path switch 16
Is the external interface path 4 and IF Adp15
To the channel path 6 to establish a connection between the CPU 1 and the ADC 2.

【００４７】ＣＰＵ１とＡＤＣ２間の接続を確立後ＣＰ
Ｕ１からのデータ転送を受け付ける。ＣＰＵ１から転送
されてきた書き込みデータ（以下新データとする）はＭ
Ｐ１２０の指示により、ＣＨＩＦ２１によりプロトコ
ル変換を行ない、外部インターフェースパス４での転送
速度からＡＤＣ２内での処理速度に速度調整する。ＣＨ
ＩＦ２１におけるプロトコル変換および速度制御の完
了後、データはＤＣＣ２２によるデータ転送制御を受
け、ＣＡｄｐ２４に転送され、ＣＡｄｐ２４により
キャッシュメモリ７内に格納される。After establishing a connection between the CPU 1 and the ADC 2, the CP
The data transfer from U1 is accepted. The write data (hereinafter referred to as new data) transferred from the CPU 1 is M
According to the instruction of P120, the protocol conversion is performed by the CH IF 21, and the transfer speed in the external interface path 4 is adjusted to the processing speed in the ADC 2. CH
After the completion of the protocol conversion and the speed control in the IF 21, the data is subjected to data transfer control by the DCC 22, transferred to the C Adp 24, and stored in the cache memory 7 by the C Adp 24.

【００４８】この時、ＣＰＵ１から送られてきた情報
が、ＣＰＵ指定アドレスの場合は、データが転送されて
くる前に必ずＣＰＵ指定アドレスがＣＰＵ１より転送さ
れているため、読みだしと同様にアドレステーブル４０
によりアドレス変換を行い、論理アドレス４５に変換す
る。また、ＣＰＵ１から送られてきた情報がデータの場
合は、キャッシュメモリ７に格納したアドレスを上記ア
ドレス変換により変換した論理アドレス４５のキャッシ
ュアドレス４７に登録する。この時、書き込みデータを
キャッシュメモリ７内に保持するときは、論理アドレス
４５のキャッシュフラグ４８をオン（１）とし、保持し
ない場合はキャッシュフラグ４８をオフ（０）とする。At this time, if the information sent from the CPU 1 is a CPU-specified address, the CPU-specified address is always transferred from the CPU 1 before data is transferred. 40
To convert the address into a logical address 45. If the information sent from the CPU 1 is data, the address stored in the cache memory 7 is registered in the cache address 47 of the logical address 45 converted by the address conversion. At this time, when the write data is held in the cache memory 7, the cache flag 48 of the logical address 45 is turned on (1), and when not held, the cache flag 48 is turned off (0).

【００４９】なお、キャッシュメモリ７内に保持されて
いる新データに対し、さらに書き込み要求がＣＰＵ１か
ら発行された場合は、キャッシュメモリ７内に保持され
ている新データを書き替える。When a new write request is issued from the CPU 1 to the new data stored in the cache memory 7, the new data stored in the cache memory 7 is rewritten.

【００５０】キャッシュメモリ７に格納された新データ
は、この新データにより新しくパリティを更新し（以下
更新されたパリティを新パリティとする）、以下のよう
に論理グループ１０内のＳＣＳＩドライブ１２へ新デー
タと新パリティを格納する。The new data stored in the cache memory 7 updates the parity with the new data (hereinafter, the updated parity is referred to as a new parity) and transfers the new parity to the SCSI drive 12 in the logical group 10 as follows. Stores data and new parity.

【００５１】図３に示すようにスペース領域及びパリテ
ィはデータと同じ様に扱われ、論理グループ１０内の各
ＳＣＳＩドライブ１２に分散して格納されている。論理
グループ１０を構成する各ＳＣＳＩドライブ１２内のデ
ータについては行方向（同一ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４）
にパリティグループが構成され、このパリティグループ
内のデータにおいてパリティが作成される。つまり、パ
リティグループはデータとパリティにより構成され、論
理グループ１０はパリティグループとスペース領域で構
成される。As shown in FIG. 3, the space area and the parity are handled in the same way as the data, and are distributed and stored in the respective SCSI drives 12 in the logical group 10. The data in each SCSI drive 12 constituting the logical group 10 is row-oriented (Addr 44 in the same SCSI).
A parity group is formed, and parity is created for data in the parity group. That is, the parity group is configured by data and parity, and the logical group 10 is configured by the parity group and the space area.

【００５２】図３において具体的な例を示す。ＳＣＳＩ
内Ａｄｄｒ４４がＤＡＤＲ１については、ＳＤ＃１のＳ
ＣＳＩドライブ１２に格納されているＤａｔａ＃１（Ｄ
＃１）と、ＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２に格納され
ているＤａｔａ＃２（Ｄ＃２）と、ＳＤ＃３のＳＣＳＩ
ドライブ１２に格納されているＤａｔａ＃３（Ｄ＃３）
によりパリティが作成される。このパリティがＳＤ＃６
のＳＣＳＩドライブ１２に格納され、これらがパリティ
グループを構成する。また、論理グループ１０は、ＳＤ
＃４のＳＣＳＩドライブ１２に確保されているスペース
領域（Ｓ）と、ＳＤ＃５のＳＣＳＩドライブ１２に確保
されているスペース領域（Ｓ）と、上記パリティグルー
プにより構成される。FIG. 3 shows a specific example. SCSI
Of which Addr44 is DADR1, S of SD # 1
Data # 1 (D stored in the CSI drive 12)
# 1), Data # 2 (D # 2) stored in the SCSI drive 12 of SD # 2, and SCSI of SD # 3.
Data # 3 (D # 3) stored in drive 12
Creates a parity. This parity is SD # 6
, And these constitute a parity group. In addition, the logical group 10 has the SD
The space area (S) secured in the SCSI drive 12 of # 4, the space area (S) secured in the SCSI drive 12 of SD # 5, and the parity group.

【００５３】ＭＰ１２０はアドレステーブル４０を参
照し、データ、スペース領域、パリティが格納されてい
るＳＣＳＩドライブ１２を認識する。具体的には、アド
レステーブル４０においてＣＰＵ指定アドレスが指定し
たＣＰＵ指定ドライブ番号４１に対応する領域におい
て、ＣＰＵ指定アドレスで指定したＣＣＨＨＲ４６と一
致しているＳＣＳＩドライブアドレス４２に登録されて
いる論理アドレス４５をＭＰ１２０は探す。ＭＰ１
２０はＣＰＵ指定アドレスから論理アドレス４５への変
換後、論理アドレス４５からその論理アドレス４５が格
納されているＳＣＳＩドライブ番号４３と、そのＳＣＳ
Ｉドライブ１２内の物理的なアドレスであるＳＣＳＩ内
Ａｄｄｒ４４に変換する。The MP1 20 refers to the address table 40 and recognizes the SCSI drive 12 in which data, space area, and parity are stored. Specifically, in the area corresponding to the CPU-designated drive number 41 specified by the CPU-specified address in the address table 40, the logical address 45 registered in the SCSI drive address 42 that matches the CCHHR 46 specified by the CPU-specified address. MP1 20 looks for MP1
Reference numeral 20 denotes a SCSI drive number 43 storing the logical address 45 from the logical address 45 after the conversion from the CPU designated address to the logical address 45, and the SCS
It is converted to SCSI Addr 44 which is a physical address in the I drive 12.

【００５４】パリティは、論理グループ１０を構成する
各ＳＣＳＩドライブ１２において、各ＳＣＳＩ内Ａｄｄ
ｒ４４が同一のデータに対し作成され、そのパリティも
データと同一のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４に格納される。
このため、アドレステーブル４０のパリティドライブ番
号５０とスペースドライブ番号５１において、パリティ
およびスペース領域はそれぞれが格納されているＳＣＳ
Ｉドライブ番号４３のみが登録されている。そこで、Ｍ
Ｐ１２０ではアドレステーブル４０によりパリティド
ライブ番号５０とスペースドライブ番号５１を決定する
ことが可能となる。つまり、パリティドライブ番号５０
とスペースドライブ番号５１を決定することにより、パ
リティおよびスペース領域はデータと同一のＳＣＳＩ内
Ａｄｄｒ４４に格納されていることから、それらのアド
レスを決定することになる。このように、データ、スペ
ース領域、パリティが格納されているＳＣＳＩドライブ
１２を認識した後は、ＤｒｉｖｅＩＦ２８に対し、各
々の当該ＳＣＳＩドライブ１２に対し書き込み処理を行
なうように指示する。The parity is stored in each SCSI drive 12 constituting the logical group 10 in each SCSI Add.
r44 is created for the same data, and its parity is also stored in the same Addr 44 in SCSI as the data.
For this reason, in the parity drive number 50 and the space drive number 51 of the address table 40, the parity and the space area indicate the
Only the I drive number 43 is registered. Then, M
At P 120, the parity drive number 50 and the space drive number 51 can be determined from the address table 40. That is, parity drive number 50
By determining the space drive number 51 and the parity, the parity and the space area are stored in the same Addr 44 in the SCSI as the data, so that their addresses are determined. After recognizing the SCSI drive 12 in which the data, the space area, and the parity are stored as described above, the drive IF 28 is instructed to perform the writing process on each of the SCSI drives 12.

【００５５】本発明における書き込み処理とは、論理グ
ループ１０において新データをキャッシュメモリ７から
実際にＳＣＳＩドライブ１２に書き込む処理と、新デー
タの書き込みによりパリティを新たに作り直さなければ
ならないため、この新パリティを作成するための書き込
み前のデータ（以下旧データ）と書き込み前のパリティ
（以下旧パリティとする）を読み出し、新パリティを作
成する処理と、書き込み後の新パリティを実際にＳＣＳ
Ｉドライブ１２に書き込む一連の処理をいう。この新デ
ータをキャッシュメモリ７に格納した後の一連の書き込
み処理のフローチャートを図５に示す。The write processing according to the present invention includes the processing of actually writing new data from the cache memory 7 to the SCSI drive 12 in the logical group 10 and the need to recreate parity by writing new data. A process of reading data before writing (hereinafter, old data) and a parity before writing (hereinafter, referred to as old parity) for creating a new parity and creating a new parity after writing.
This refers to a series of processing for writing to the I drive 12. FIG. 5 shows a flowchart of a series of write processing after storing the new data in the cache memory 7.

【００５６】図４に示すようにＣＰＵ１からＳＤ＃１の
ＳＣＳＩドライブ１２のＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）の論理
アドレスに対し、ＮＤ＃１のデータの書き込み要求が発
行された場合、先に示したように、ＣＰＵ１からキャッ
シュメモリ７に新データは一旦格納される。新データの
キャッシュメモリ７への格納後、書き込み処理は次の手
順で行っていく。キャッシュメモリ７に新データ（ＮＤ
＃１）が格納された後、ＭＰ１２０は書き込み処理に
入り、アドレステーブル４０によりＳＤ＃１のＳＣＳＩ
ドライブ１２が所属する論理グループ１０で、Ｄａｔａ
＃１（Ｄ＃１）のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４であるＤＡＤ
Ｒ１に対し、スペース領域が確保されているＳＤ＃４，
５のＳＣＳＩドライブ１２に対し、使用権の獲得を行な
う。As shown in FIG. 4, when the CPU 1 issues a request to write ND # 1 data to the logical address of Data # 1 (D # 1) of the SCSI drive 12 of SD # 1, As described above, new data is temporarily stored in the cache memory 7 from the CPU 1. After storing the new data in the cache memory 7, the writing process is performed in the following procedure. New data (ND
After the # 1) is stored, the MP1 20 enters a write process, and the SCSI of the SD # 1 is determined by the address table 40.
In the logical group 10 to which the drive 12 belongs, Data
DAD which is Addr44 in SCSI of # 1 (D # 1)
SD # 4 for which a space area is reserved for R1
5, the right to use is acquired for the SCSI drive 12.

【００５７】ＳＤ＃４、５のＳＣＳＩドライブ１２の使
用権を獲得した後は図５のフローチャートに示すように
書き込み処理５００を行なっていく。まず、ＭＰ１２
０はアドレステーブル４０のスペースドライブ番号５１
のＳＤフラグ５３をチェックし、ＳＤフラグ５３がオフ
（０）の場合、スペース領域として使用でき、オン
（１）の場合は使用できないと判断する（５０２）。Ｍ
Ｐ１２０は、このＳＤフラグ５３によりＳＤ＃４，５
のＳＣＳＩドライブ１２にスペース領域が確保されてい
るかを判断する。そして、ＳＤフラグ５３がオフ（０）
の場合、キャッシュメモリ７に格納されているＮＤ＃１
をこのＳＤ＃４，５に二重化して書き込み（５０４）、
ＭＰ１２０はＣＰＵ１へ書き込み完了の報告を行う
（５０８）。After obtaining the right to use the SCSI drives 12 of SD # 4 and SD # 5, the write processing 500 is performed as shown in the flowchart of FIG. First, MP12
0 is the space drive number 51 in the address table 40
The SD flag 53 is determined to be usable as a space area when the SD flag 53 is off (0), and cannot be used when it is on (1) (502). M
P1 20 determines that SD # 4, 5
It is determined whether the SCSI drive 12 has a space area. Then, the SD flag 53 is turned off (0).
, ND # 1 stored in the cache memory 7
Is written to SD # 4, 5 in duplicate (504),
MP1 20 reports the completion of writing to CPU1 (508).

【００５８】一方、ステップ５０２のチェックにより、
ＳＤフラグ５３がオン（１）の場合は、図１３に示すよ
うに、書き込む新データ（ＮＤ＃１）をキャッシュメモ
リ７に書き込んだ後、ＭＰ１２０は優先的に前の書き
込み処理におけるパリティの作成を指示し、このパリテ
ィを当該ＳＣＳＩドライブ１２に書き込む（１３１
０）。前の書き込み処理におけるパリティの作成が完了
し、当該ＳＣＳＩドライブへの書き込みが完了するとＭ
Ｐ１２０は、アドレステーブル４０においてスペース
ドライブ番号５１にＳＤフラグ５３をオフ（０）とし
（１３０８）、キャッシュメモリ７に格納されているＮ
Ｄ＃１を二重化して書き込み（１３１６）、ＭＰ１２
０はＣＰＵ１へ書き込み完了の報告を行う（１３２
０）。On the other hand, by checking at step 502,
When the SD flag 53 is ON (1), as shown in FIG. 13, after writing new data (ND # 1) to be written to the cache memory 7, the MP1 20 preferentially creates a parity in the previous write processing. Is written to the SCSI drive 12 (131).
0). When parity creation in the previous write process is completed and writing to the SCSI drive is completed, M
P1 20 turns off (0) the SD flag 53 for the space drive number 51 in the address table 40 (1308), and stores the N stored in the cache memory 7.
D # 1 is duplicated and written (1316), MP1 2
0 reports write completion to the CPU 1 (132
0).

【００５９】そこで、次にＳＣＳＩドライブ１２への新
データ（ＮＤ＃１）の書き込み方法を示す。ＭＰ１２
０はアドレステーブル４０のＳＤフラグ５３がオフ
（０）になっているのを確認後、ＤｒｉｖｅＩＦ２８
に書き込むデータである新データ（ＮＤ＃１）をスペー
ス領域が確保されているＳＤ＃４とＳＤ＃５のＳＣＳＩ
ドライブ１２に書き込むよう指示する。ＤｒｉｖｅＩ
Ｆ２８ではＳＣＳＩの書込み手順にしたがってドライブ
ユニットパス９−１から４の中の２本を介してＳＤ＃４
とＳＤ＃５のＳＣＳＩドライブ１２に書込みコマンドを
発行する。Next, a method of writing new data (ND # 1) to the SCSI drive 12 will be described. MP1 2
0 indicates that the SD flag 53 of the address table 40 is off (0), and then the Drive IF 28
New data (ND # 1) which is the data to be written to the SCSI of SD # 4 and SD # 5 in which a space area is secured
Instructs the drive 12 to write. Drive I
In F28, according to the SCSI writing procedure, SD # 4 is transmitted via two of the drive unit paths 9-1 to 4-1.
Then, a write command is issued to the SCSI drive 12 of SD # 5.

【００６０】ＤｒｉｖｅＩＦ２８から書込みコマンド
を発行された当該ＳＣＳＩドライブ１２では、Ｄｒｉｖ
ｅＩＦ２８から送られてきたＣＰＵ１が書き込み先の
アドレスとして指定したＣＰＵ指定アドレスを論理アド
レス４５に変換し、論理アドレス４５であるＤａｔａ＃
１に対応するＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４のＤＡＤＲ１へシ
ーク、回転待ちのアクセス処理を行なう。ＳＤ＃４、５
のＳＣＳＩドライブ１２においてアクセス処理が完了し
書込みが可能になり次第、ＣＡｄｐ１４はキャッシュ
メモリ７から書き込む新データ（ＮＤ＃１）を読み出し
てＤｒｉｖｅＩＦ２８へ転送し、ＤｒｉｖｅＩＦ２８
では転送されてきた新データ（ＮＤ＃１）をドライブユ
ニットパス９−１から４の中の２本を介してＳＤ＃４，
５のＳＣＳＩドライブ１２へ転送する。新データ（ＮＤ
＃１）のＳＤ＃４，５のＳＣＳＩドライブ１２への書込
みが完了すると、ＳＤ＃４，５のＳＣＳＩドライブ１２
はＤｒｉｖｅＩＦ２８に完了報告を行ない、Ｄｒｉｖ
ｅＩＦ２８がこの完了報告を受け取ったことを、ＭＰ
１２０に報告する。In the SCSI drive 12 to which the write command has been issued from the Drive IF 28,
e The CPU 1 sent from the IF 28 converts the CPU-specified address specified as the write destination address into the logical address 45, and converts the logical address 45, Data #
The access to the DRDR1 of the Addr 44 in the SCSI corresponding to No. 1 is performed for the seek and rotation wait. SD # 4,5
As soon as the access processing is completed in the SCSI drive 12 and writing becomes possible, the C Adp 14 reads the new data (ND # 1) to be written from the cache memory 7 and transfers it to the Drive IF 28, whereupon the drive IF 28
Then, the transferred new data (ND # 1) is transferred to SD # 4 and SD # 4 via two of the drive unit paths 9-1 to 4-1.
5 to the SCSI drive 12. New data (ND
When writing to the SCSI drives 12 of SD # 4 and SD # 5 in # 1) is completed, the SCSI drives 12 of SD # 4 and SD # 5 are completed.
Reports completion to Drive IF 28, and
e IF 28 receives this completion report,
Report to 120.

【００６１】この時、アドレステーブル４０において、
書き込み前の旧データの論理アドレス４５（Ｄａｔａ＃
１，Ｄ＃１）の無効フラグをオン（１）とし、書き込み
前の論理アドレス４５（Ｄａｔａ＃１，Ｄ＃１）内のＣ
ＣＨＨＲ４６のアドレスを、新データ（ＮＤ＃１）を二
重化して書き込んだスペース領域の２つの論理アドレス
４５のＣＣＨＨＲ４６に登録し、無効フラグをオフ
（０）とし、ドライブフラグ５２をオン（１）とする。
また、キャッシュメモリ７内に書き込む新データ（ＮＤ
＃１）を保持する場合は、書き込み後の２つの論理アド
レス４５内のキャッシュアドレス４７に、キャッシュメ
モリ７内の新データ（ＮＤ＃１）が格納されているアド
レスを登録し、キャッシュフラグ４８をオン（１）とす
る。この新データ（ＮＤ＃１）をキャッシュメモリ７上
に残さない場合、ＭＰ１２０はこの報告を元にアドレ
ステーブル４０のキャッシュフラグ４８をオフ（０）に
する。さらに、書き込みを行った論理グループ１０内の
ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４に対し、スペースドライブ番号
５１のＳＤフラグをオン（１）とする。At this time, in the address table 40,
Logical address 45 (Data #) of old data before writing
, D # 1) is turned on (1), and the C in the logical address 45 (Data # 1, D # 1) before writing is set.
The address of the CHHR 46 is registered in the CCHHR 46 of the two logical addresses 45 in the space area where the new data (ND # 1) is duplicated and written, the invalid flag is turned off (0), and the drive flag 52 is turned on (1). I do.
Further, new data (ND
When holding the # 1), the address where the new data (ND # 1) in the cache memory 7 is stored is registered in the cache address 47 in the two logical addresses 45 after writing, and the cache flag 48 is set. Turn on (1). If the new data (ND # 1) is not left in the cache memory 7, the MP1 20 turns off (0) the cache flag 48 of the address table 40 based on this report. Further, the SD flag of the space drive number 51 is turned on (1) for the Addr 44 in SCSI in the logical group 10 in which the writing has been performed.

【００６２】上記のようにアドレステーブル４０の更新
が完了し、ＭＰ１２０はＳＤ＃４とＳＤ＃５の両方の
ＳＣＳＩドライブ１２からの完了報告を受け取った後、
ＣＰＵ１に対し擬似的に書き込み処理の終了報告を行
う。ＳＤ＃４，５のＳＣＳＩドライブ１２に対する新デ
ータ（ＮＤ＃１）の格納は完了しても、キャッシュメモ
リ７内には新データ（ＮＤ＃１）が存在しており、パリ
ティの更新はキャッシュメモリ７内に格納されている新
データ（ＮＤ＃１）で行なう。After the updating of the address table 40 is completed as described above, the MP 120 receives the completion reports from the SCSI drives 12 of both SD # 4 and SD # 5.
A write process completion report is sent to the CPU 1 in a pseudo manner. Even when the storage of the new data (ND # 1) in the SCSI drives 12 of SD # 4 and SD # 5 is completed, the new data (ND # 1) exists in the cache memory 7 and the parity is updated in the cache memory 12. 7 is performed with the new data (ND # 1) stored in the memory.

【００６３】以上のようにＭＰ１２０がＣＰＵ１に対
し擬似的に終了報告を行った後は、ＣＰＵ１は書き込み
処理を終了したと認識しているが、ＭＰ１２０は新し
いパリティを作成して、当該ＳＣＳＩドライブ１２書き
込んでいないため、まだ書き込み処理は終了していな
い。そこで、ＭＰ１２０がＣＰＵ１に対し終了報告を
行った後に、ＭＰ１２０が独自に新しいパリティを作
成し、当該ＳＣＳＩドライブ１２に書き込む。この方法
について以下に説明する。After the MP1 20 simulates the end report to the CPU 1 as described above, the CPU 1 recognizes that the write processing has been completed. However, the MP1 20 creates a new parity and generates the new SCSI. Since the drive 12 has not been written, the writing process has not been completed yet. Then, after the MP1 20 reports the completion to the CPU 1, the MP1 20 independently creates a new parity and writes it into the SCSI drive 12. This method will be described below.

【００６４】ＭＰ１２０はＣＰＵ１に対し書き込み処
理の終了報告を行った後、図５に示すようにＣＰＵ１か
らの読みだし、書き込み要求の状況（ＩＯ状況）を監視
する（５１０）。具体的には、ＭＰ１２０が当該論理
グループ１０に対するＣＰＵ１からの読みだし、書き込
み要求の単位時間当りの回数を数える。当該論理グルー
プ１０に対するこの回数が予めユーザまたはシステム管
理者により設定された数より少なく、パリティの作成お
よびこの作成したパリティを書き込むＳＣＳＩドライブ
１２が所属する論理グループ１０に対し、読みだし、書
き込み要求がＣＰＵ１より発行されていない場合、パリ
ティの作成およびパリティの当該ＳＣＳＩドライブ１２
への書き込み処理を開始する。After notifying the CPU 1 of the end of the write process, the MP 120 monitors the status of read and write requests (IO status) from the CPU 1 as shown in FIG. 5 (510). Specifically, the MP 1 20 counts the number of read / write requests per unit time from the CPU 1 for the logical group 10. This number of times for the logical group 10 is smaller than the number set in advance by the user or the system administrator, and a read and write request is issued to the logical group 10 to which the SCSI drive 12 to which parity is created and the created parity is written belongs. If not issued by the CPU 1, the parity is created and the parity of the corresponding SCSI drive 12
Start the writing process to the.

【００６５】新しくパリティを作成する場合、ＣＰＵ１
から書き込み先に指定されたアドレスに書き込まれてい
るデータ（旧データ）と、更新するパリティ（旧パリテ
ィ）を読みだし、新しく作成したパリティ（新パリテ
ィ）をＳＣＳＩドライブ１２に書き込む。この時、旧デ
ータと旧パリティを読みだすＳＣＳＩドライブ１２と新
パリティを書き込む当該ＳＣＳＩドライブ１２に対し、
ＭＰ１２０はＣＰＵ１からの読みだし、書き込み要求
と同様な擬似的な読みだし、書き込み要求を発行する。
この、擬似的な読みだし、書き込み要求が発行されてい
るＳＣＳＩドライブ１２に対しＣＰＵ１から読みだしま
たは書き込み要求が発行された場合は、ＭＰ１２０は
ＣＰＵ１からの読みだし、書き込み要求を受付、処理の
待ち行列とする。When creating a new parity, the CPU 1
, The data (old data) written to the address specified as the write destination and the parity to be updated (old parity) are read, and the newly created parity (new parity) is written to the SCSI drive 12. At this time, the SCSI drive 12 for reading the old data and the old parity and the SCSI drive 12 for writing the new parity are
The MP1 20 issues a pseudo read and write request similar to the read and write request from the CPU 1.
When a read or write request is issued from the CPU 1 to the SCSI drive 12 to which the pseudo read or write request has been issued, the MP 120 reads out from the CPU 1, accepts the write request, and executes the processing. Make it a queue.

【００６６】次に新パリティの作成および当該ＳＣＳＩ
ドライブ１２への作成したパリティの書き込み方法を具
体的に示す。ＭＰ１２０はＳＤ＃１のＳＣＳＩドライ
ブ１２に対して旧データの読み出しと、ＳＤ＃６のＳＣ
ＳＩドライブ＃１２に対して旧パリティの読み出し要求
を発行するようにＤｒｉｖｅＩＦ２８に指示する（５
１４）。Next, creation of a new parity and the corresponding SCSI
A method of writing the created parity to the drive 12 will be specifically described. The MP1 20 reads the old data from the SCSI drive 12 of the SD # 1 and reads the old data from the SCSI drive 12 of the SD # 6.
The drive IF 28 is instructed to issue an old parity read request to the SI drive # 12 (5
14).

【００６７】ＤｒｉｖｅＩＦ２８から読み出しコマン
ドを発行された当該ＳＣＳＩドライブ１２ではＤｒｉｖ
ｅＩＦ２８から送られてきたＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４
へシーク、回転待ちのアクセス処理を行なう。キャッシ
ュメモリ７内には新データ（ＮＤ＃１）が存在してお
り、パリティの更新はキャッシュメモリ７内に格納され
ている新データ（ＮＤ＃１）で行なう。The SCSI drive 12 to which the read command has been issued from the Drive IF 28
e Addr44 in SCSI sent from IF28
Seek and rotation waiting access processing. The new data (ND # 1) exists in the cache memory 7, and the parity is updated with the new data (ND # 1) stored in the cache memory 7.

【００６８】もし、キャッシュメモリ７に新データ（Ｎ
Ｄ＃１）が存在していない場合はスペース領域に二重化
して書き込まれているデータをキャッシュメモリ７に読
みだす。If the new data (N
If D # 1) does not exist, the data written in duplicate in the space area is read out to the cache memory 7.

【００６９】ＳＤ＃１，６のＳＣＳＩドライブ１２にお
いてシーク、回転待ちのアクセス処理が完了し旧データ
（Ｄ＃１）および旧パリティ（Ｐ＃１）の読み出しが可
能になり次第、旧データ（Ｄ＃１）および旧パリティ
（Ｐ＃１）を読み出し、キャッシュメモリ７に格納す
る。ＳＤ＃１のＳＣＳＩドライブ１２から旧データ（Ｄ
＃１）を、ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２から旧パリ
ティ（Ｐ＃１）を読み出し、それぞれをキャッシュメモ
リ７に格納した後、ＭＰ１２０はキャッシュメモリ７
内に格納されている書き込む新データ（ＮＤ＃１）とで
排他的論理和により、更新後の新パリティ（ＮＰ＃１）
を作成するようにＰＧ３６に指示を出し、ＰＧ３６にお
いて新パリティ（ＮＰ＃１）を作成しキャッシュメモリ
７に格納する（５１６）。As soon as the seek processing and the rotation waiting access processing are completed in the SCSI drives 12 of SD # 1 and SD6 and the old data (D # 1) and the old parity (P # 1) can be read out, the old data (D # 1) and the old parity (P # 1) are read and stored in the cache memory 7. The old data (D
# 1), the old parity (P # 1) is read from the SCSI drive 12 of SD # 6, and each of them is stored in the cache memory 7.
The new parity (NP # 1) after the update is obtained by performing an exclusive OR operation with the new data (ND # 1) to be written stored in the
Is issued to the PG 36 to create a new parity (NP # 1) in the PG 36 and store it in the cache memory 7 (516).

【００７０】新パリティ（ＮＰ＃１）をキャッシュメモ
リ７に格納した後、ＭＰ１２０では新パリティ（ＮＰ
＃１）を格納する論理アドレス４５のキャッシュアドレ
ス４７にキャッシュメモリ７内の新パリティ（ＮＰ＃
１）を格納したアドレスを登録し、キャッシュフラグ４
８をオン（１）とし、無効フラグ４９とドライブフラグ
５２をオフ（０）とする（５１８）。新パリティ（ＮＰ
＃１）の作成が完了したことを認識し、ＳＤ＃６のＳＣ
ＳＩドライブ１２にＩＯ要求が発行されていない時に、
更新後の新パリティ（ＮＰ＃１）を書き込むようにＤｒ
ｉｖｅＩＦ２８に対し指示する。After the new parity (NP # 1) is stored in the cache memory 7, the new parity (NP # 1) is
The new parity (NP #) in the cache memory 7 is stored in the cache address 47 of the logical address 45 for storing # 1).
Register the address storing 1), and set the cache flag 4
8 is turned on (1), and the invalid flag 49 and the drive flag 52 are turned off (0) (518). New parity (NP
Recognizing that the creation of # 1) has been completed, the SD # 6 SC
When no IO request has been issued to the SI drive 12,
Dr so that the new parity (NP # 1) after the update is written
instructs the IF IF28.

【００７１】ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２への更新
後の新パリティ（ＮＰ＃１）の書込み方法（５２０）
は、先に述べた書き込む新データ（ＮＤ＃１）をＳＤ＃
４，５のＳＣＳＩドライブ１２に書き込んだ方法と同じ
である。新パリティ（ＮＰ＃１）の作成が完了したらＭ
Ｐ１２０はＤｒｉｖｅＩＦ２８にＳＤ＃６のＳＣＳ
Ｉドライブ１２に対し、書込みコマンドを発行するよう
に指示し、当該ＳＣＳＩドライブ１２では指示ＳＣＳＩ
内Ａｄｄｒ４４へシーク、回転待ちのアクセス処理を行
う。新パリティ（ＮＰ＃１）は既に作成されキャッシュ
メモリ７に格納されており、ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライ
ブ１２におけるアクセス処理が完了した場合、ＣＡｄ
ｐ１４はキャッシュメモリ７から新パリティ（ＮＰ＃
１）を読み出してＤｒｉｖｅＩＦ２８へ転送する。Ｄ
ｒｉｖｅＩＦ２８では転送されてきた新パリティ（Ｎ
Ｐ＃１）をドライブユニットパス９−１から４の中の１
本を介してＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２へ転送する
（５２２）。Writing method of new parity (NP # 1) after update to SCSI drive 12 of SD # 6 (520)
Converts the new data (ND # 1) to be written into SD #
This is the same as the method written in the SCSI drive 12 of 4,5. When the creation of the new parity (NP # 1) is completed,
P1 20 is SD # 6 SCS to Drive IF28.
The I drive 12 is instructed to issue a write command.
An access process for seeking and rotation waiting is performed to the internal Addr 44. The new parity (NP # 1) is already created and stored in the cache memory 7, and when the access processing in the SCSI drive 12 of SD # 6 is completed, C Ad
p14 is the new parity (NP #) from the cache memory 7.
1) is read and transferred to the Drive IF 28. D
The live IF 28 transfers the new parity (N
P # 1) is set to one of the drive unit paths 9-1 to 4
The data is transferred to the SCSI drive 12 of SD # 6 via the book (522).

【００７２】新パリティ（ＮＰ＃１）のＳＤ＃６のＳＣ
ＳＩドライブ１２への書込みが完了すると、ＳＤ＃６の
ＳＣＳＩドライブ１２はＤｒｉｖｅＩＦ２８に完了報
告を行ない、ＤｒｉｖｅＩＦ２８がこの完了報告を受
け取ったことを、ＭＰ１２０に報告する。この時、Ｍ
Ｐ１２０は、この新データ（ＮＤ＃１）をキャッシュ
メモリ７上に残さない場合は、この報告を元にアドレス
テーブル４０のキャッシュフラグ４８をオフ（０）に
し、キャッシュメモリ７上に残す場合はオン（１）とす
る。さらに、アドレステーブル４０において、書き込み
後の新パリティ（ＮＰ＃１）の論理アドレス４５の無効
フラグをオフ（０）とし、ドライブフラグ５２をオン
（１）とする（５２４）。SC of SD # 6 of new parity (NP # 1)
When the writing to the SI drive 12 is completed, the SCSI drive 12 of SD # 6 sends a completion report to the Drive IF 28, and reports to the MP 120 that the Drive IF 28 has received this completion report. At this time, M
If the new data (ND # 1) is not to be left in the cache memory 7, the P1 20 turns off (0) the cache flag 48 of the address table 40 based on this report. Turn on (1). Further, in the address table 40, the invalid flag of the logical address 45 of the new parity (NP # 1) after writing is turned off (0), and the drive flag 52 is turned on (1) (524).

【００７３】このような、新しく作成した新パリティ
（ＮＰ＃１）を当該ＳＣＳＩドライブ１２に書き込んだ
後は、旧データ（Ｄ＃１）が格納されていたＳＤ＃１の
ＳＣＳＩドライブ１２の旧データ（Ｄ＃１）と二重化さ
れている新データ（ＮＤ＃１）が格納されているＳＤ＃
４，５のＳＣＳＩドライブ１２の中でＳＣＳＩドライブ
番号の小さいＳＤ＃４のＳＣＳＩドライブ１２に格納さ
れている新データ（ＮＤ＃１）をスペース領域として解
放し、次の書き込み処理用にスペース領域として登録す
る。この登録の方法は、ＭＰ１２０がアドレステーブ
ル４０においてＳＤ＃１とＳＤ＃４のＳＣＳＩ内Ａｄｄ
ｒ４４がＤＡＤＲ１の旧データ（Ｄ＃１）と、二重化
されていた新データ（ＮＤ＃１）の一方が格納されてい
る論理アドレス４５において、無効フラグをオン（１）
とし、さらにスペースドライブ番号５１にＳＤ＃１とＳ
Ｄ＃４を登録し、ＳＤフラグをオフ（０）にする（５２
６）。After the newly created new parity (NP # 1) is written to the SCSI drive 12, the old data of the SCSI drive 12 of SD # 1 in which the old data (D # 1) is stored is stored. (D # 1) and SD # in which new data (ND # 1) duplicated is stored.
New data (ND # 1) stored in the SCSI drive 12 of SD # 4 having the smaller SCSI drive number among the SCSI drives 12 of 4,5 is released as a space area, and is used as a space area for the next write processing. register. This registration method is performed in such a manner that the MP1 20 uses the address table 40 in the SCSI Add of SD # 1 and SD # 4.
r44 turns on the invalid flag at the logical address 45 in which one of the old data of D ADR1 (D # 1) and the duplicated new data (ND # 1) is stored (1).
SD # 1 and S are added to the space drive number 51.
D # 4 is registered, and the SD flag is turned off (0) (52
6).

【００７４】以上のように書き込み処理時に書き込む新
データ（ＮＤ＃１）を一旦二重化して論理グループ１０
内に格納しておき、後で比較的ＣＰＵ１からの読みだ
し、書き込み要求が少ないときに、新パリティ（ＮＰ＃
１）を作成し、ＳＣＳＩドライブ１２に格納すること
で、書き込み処理時の応答時間が短縮され、従来のよう
に新パリティ（ＮＰ＃１）の作成により他の読みだし、
書き込み処理がまたされることが減少する。As described above, the new data (ND # 1) to be written at the time of the write processing is temporarily duplicated to
When the number of read and write requests from the CPU 1 is relatively small, the new parity (NP #
1) is created and stored in the SCSI drive 12, thereby shortening the response time at the time of the writing process, and creating another parity (NP # 1) as in the related art to read other data.
The writing process is reduced again.

【００７５】もし、新パリティ（ＮＰ＃１）を当該ＳＣ
ＳＩドライブ１２への書き込み前に論理グループ１０内
のＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生した場合は図１４
に示すように回復処理を行う。図４（ａ）に示すように
ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２に対し新パリティ（Ｎ
Ｐ＃１）を書き込む前に（１４０２）、ＳＤ＃１，２，
３の内のどれか１台のＳＣＳＩドライブ１２に障害が発
生した場合（１４０６）、障害が発生していないＳＣＳ
Ｉドライブ１２からのデータと、旧パリティから障害が
発生したＳＣＳＩドライブ１２内のデータは回復するこ
とが可能となる（１４１０）。例えばＳＤ＃１のＳＣＳ
Ｉドライブ１２に障害が発生した場合、ＳＤ＃２，３の
Ｄ＃２，Ｄ＃３とＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１からの
旧パリティ（Ｐ＃１）からＳＤ＃１のＳＣＳＩドライブ
１２内のデータであるＤ＃１を回復することが可能とな
る。また、新データ（ＮＤ＃１）が二重化して格納され
ているＳＤ＃４，５のどちらか一方に障害が発生した場
合は、二重化データの一方のデータにより回復すること
が可能となる（１４１２）。If the new parity (NP # 1) is
FIG. 14 shows a case where a failure occurs in the SCSI drive 12 in the logical group 10 before writing to the SI drive 12.
The recovery process is performed as shown in FIG. As shown in FIG. 4A, the new parity (N
Before writing P # 1) (1402), SD # 1, SD # 2,
In the case where a failure occurs in one of the SCSI drives 12 among the SCSI drives 3 (1406), an SCS having no failure has occurred.
The data from the I drive 12 and the data in the SCSI drive 12 in which a failure has occurred from the old parity can be recovered (1410). For example, SCS of SD # 1
When a failure occurs in the I drive 12, the old parity (P # 1) from the D # 2, D # 3 of the SD # 2, 3 and the SCSI drive 1 of the SD # 6 is replaced with the old parity (P # 1) in the SCSI drive 12 of the SD # 1. Data D # 1 can be recovered. Further, when a failure occurs in one of SD # 4 and SD # 5 in which the new data (ND # 1) is stored in duplicate, it is possible to recover by one of the duplicated data (1412). ).

【００７６】図４（ｂ）に示すようにＳＤ＃６のＳＣＳ
Ｉドライブ１２に対し新パリティ（ＮＰ＃１）を書き込
んだ後はＳＤ＃２，３，５のＳＣＳＩドライブ１２内の
データ（Ｄ＃２，３，ＮＤ＃１）に対し新パリティ（Ｎ
Ｐ＃１）が作成されてＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２
に格納されており、ＳＤ＃２，３，５のＳＣＳＩドライ
ブ１２の中の１台のＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生
した場合、残りの正常なＳＣＳＩドライブ１２内のデー
タとＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２内のパリティによ
り、障害が発生したＳＣＳＩドライブ１２内のデータは
回復される。As shown in FIG. 4B, the SCS of SD # 6
After writing the new parity (NP # 1) to the I drive 12, the new parity (N #) for the data (D # 2,3, ND # 1) in the SCSI drive 12 of SD # 2,3,5.
P # 1) is created and the SCSI drive 12 of SD # 6 is created.
When one SCSI drive 12 among the SCSI drives 12 of SD # 2, 3, and 5 fails, the data in the remaining normal SCSI drive 12 and the SCSI drive of SD # 6 are stored. The data in the failed SCSI drive 12 is recovered by the parity in the HDD 12.

【００７７】例えばＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２に
障害が発生した場合、ＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２
内のデータ（Ｄ＃２）は、ＳＤ＃３のＳＣＳＩドライブ
１２内のデータ（Ｄ＃３）とＳＤ＃４のＳＣＳＩドライ
ブ１２内のデータ（ＮＤ＃１）と、ＳＤ＃６のＳＣＳＩ
ドライブ１２内のパリティ（ＮＰ＃１）から障害が発生
したＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２内のデータ（Ｄ＃
２）は回復される。For example, when a failure occurs in the SCSI drive 12 of SD # 2, the SCSI drive 12 of SD # 2
(D # 2) in the SCSI drive 12 of SD # 3, data (ND # 1) in the SCSI drive 12 of SD # 4, and the SCSI (SD # 6) of SD # 6.
From the parity (NP # 1) in the drive 12, the data (D #
2) is recovered.

【００７８】本発明のように書き込み処理においてスペ
ース領域に書き込みデータ（新データ）をとりあえず二
重化して格納し、この段階でＣＰＵ１に対し書き込み処
理の終了報告を行うことにより、ＣＰＵ１にとってはこ
の二重化してＳＣＳＩドライブ１２に書き込む時間が書
き込み処理時間になる。従来のアレイディスクでは図１
２に示すように書き込み時に平均１．５回転の回転待ち
時間が必要としたのが、もし、論理グループ１０を構成
するＳＣＳＩドライブ１２の回転を同期させた場合は、
回転待ちは平均０．５回転となる。また、新パリティを
ＳＣＳＩドライブ１２に書き込む前に論理グループ１０
を構成するＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生しても、
先に述べたように旧パリティと二重化された新データに
より従来のアレイディスクと同様に、障害回復を行うこ
とが可能となる。As in the present invention, the write data (new data) is temporarily duplicated and stored in the space area in the write processing, and the completion of the write processing is reported to the CPU 1 at this stage. Thus, the time for writing to the SCSI drive 12 becomes the write processing time. Figure 1 shows a conventional array disk.
As shown in FIG. 2, the writing required a rotation waiting time of 1.5 rotations on average, but if the rotations of the SCSI drives 12 configuring the logical group 10 were synchronized,
The rotation wait is 0.5 rotations on average. Before writing the new parity to the SCSI drive 12, the logical group 10
Even if a failure occurs in the SCSI drive 12
As described above, the old parity and the duplicated new data enable recovery from a failure in the same manner as the conventional array disk.

【００７９】本実施例ではパリティおよびパリティの作
成に関与したデータとスペース領域は、論理グループ１
０を構成する各ＳＣＳＩドライブ１２において、各ＳＣ
ＳＩ内Ａｄｄｒ４４を同一とした。しかし、アドレステ
ーブル４０の各論理アドレス４５とパリティドライブ番
号５０、スペースドライブ番号５１において、論理グル
ープ１０のアドレスを付加することにより、論理グルー
プ１０を構成する各ＳＣＳＩドライブ１２においてＳＣ
ＳＩ内Ａｄｄｒ４４を任意とすることが可能となる。In this embodiment, the parity and the data and space area involved in the creation of the parity are logical group 1
0 in each SCSI drive 12 constituting each SC drive.
Addr44 in SI was the same. However, by adding the address of the logical group 10 to each logical address 45, the parity drive number 50, and the space drive number 51 of the address table 40, the SCSI drive 12 constituting the logical group 10
Addr 44 in SI can be made arbitrary.

【００８０】本実施例では書き込み時の回転待ち時間を
減少させる目的で、書き込みデータを一旦二重化してＳ
ＣＳＩドライブ１２に書き込み、後の適当なタイミング
でパリティを更新し、パリティの更新後は二重化した書
き込みデータの一方を開放する方法について説明した。
本発明は、上記のような性能向上の観点とは別に、以下
に示すような応用例も考えられる。In this embodiment, in order to reduce the rotation waiting time at the time of writing, write data is temporarily duplicated to
The method of writing data to the CSI drive 12, updating the parity at an appropriate timing later, and releasing one of the duplicated write data after updating the parity has been described.
The present invention can be applied to the following application examples separately from the viewpoint of the performance improvement as described above.

【００８１】パリティによる信頼性と、二重化による信
頼性では、二重化による信頼性の方が信頼性向上のため
に必要とする容量は大きいが、信頼性は高くなる。この
特徴を活かし、本発明の応用として、最新に書き込まれ
たデータまたは、頻繁に書き込み要求が発行されるデー
タについては、二重化されているため、高信頼とし、あ
まり書き込み要求が発行されないデータについては、二
重化ほど高信頼ではないが、信頼性向上のために必要と
する容量が二重化と比較して少なくてすむ、パリティに
より信頼性を確保する。つまり、あまり書き込み要求が
発行されないデータに対しては、信頼性は二重化ほど高
くないが、パリティを付けるだけですむ、パリティで信
頼性を確保し、最新に書き込まれたデータまたは、頻繁
に書き込み要求が発行されるデータについては、パリテ
ィと比較し信頼性向上のために容量を多く必要とする
が、高信頼である二重化で高信頼とする、二段階の信頼
性のレベルを設定することも可能である。As for the reliability based on parity and the reliability based on duplexing, the reliability based on duplexing requires a larger capacity for improving the reliability, but the reliability is higher. Taking advantage of this feature, as an application of the present invention, the most recently written data or the data to which a write request is frequently issued are duplicated, so that the reliability is high, and the data to which a write request is not frequently issued is provided. Although the reliability is not as high as that of the duplexing, the capacity required for improving the reliability is smaller than that of the duplexing, and the reliability is ensured by the parity. In other words, the reliability of data for which few write requests are issued is not as high as that of duplexing, but it is only necessary to attach parity, the reliability is secured by parity, and the most recently written data or frequent write requests For data issued, more capacity is required to improve reliability compared to parity, but it is possible to set two levels of reliability, which is highly reliable with high reliability and redundancy It is.

【００８２】〈実施例２〉本発明の他の実施例を図６を
中心にして説明する。本実施例では実施例１で示したシ
ステムにおいて、ＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生し
た時に、その障害が発生したＳＣＳＩドライブ１２内の
データを回復し、それを格納するための領域にスペース
領域を使用する例を示す。<Embodiment 2> Another embodiment of the present invention will be described with reference to FIG. In this embodiment, in the system shown in the first embodiment, when a failure occurs in the SCSI drive 12, data in the failed SCSI drive 12 is recovered, and a space area is used as an area for storing the data. An example is shown below.

【００８３】本発明では図３に示すように、論理グルー
プ１０内の各ＳＣＳＩドライブ１２では、その内部の各
々対応する同一ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４のデータにより
パリティグループを構成する。具体的にはＳＤ＃１，
２，３のＳＣＳＩドライブ１２内のＤａｔａ＃１、２、
３（Ｄ＃１，２，３）でＰＧ３６によりパリティ＃１
（Ｐ＃１）が作られＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２内
に格納される。本実施例ではパリティは奇数パリティと
し、Ｄａｔａ＃１，２，３（Ｄ＃１，２，３）の各デー
タにおける各々対応するビットについて１の数を数え、
奇数であれば０、偶数であれば１とする（排他的論理
和）。もし、ＳＤ＃１のＳＣＳＩドライブ１２に障害が
発生したとする。この時、Ｄａｔａ＃１（Ｄ＃１）は読
み出せなくなる。In the present invention, as shown in FIG. 3, in each SCSI drive 12 in the logical group 10, a parity group is formed by the data of the Addr 44 in the same SCSI corresponding to each SCSI drive. Specifically, SD # 1,
Data # 1, 2, and 3 in the SCSI drive 12 of a few
3 (D # 1, 2, 3), parity # 1 by PG36
(P # 1) is created and stored in the SCSI drive 12 of SD # 6. In this embodiment, the parity is an odd parity, and the number of 1s is counted for each corresponding bit in each data of Data # 1, 2, 3 (D # 1, 2, 3).
It is 0 for odd numbers and 1 for even numbers (exclusive OR). It is assumed that a failure has occurred in the SCSI drive 12 of SD # 1. At this time, Data # 1 (D # 1) cannot be read.

【００８４】本実施例ではパリティグループ当りにパリ
ティを１個しか持っていないため、１台のＳＣＳＩドラ
イブ１２の障害はデータを復元できるが、データの復元
が完了する前に更にもう一台のＳＣＳＩドライブ１２に
障害が発生した場合復元出来ない。そこで、この様な場
合、２台目のＳＣＳＩドライブ１２障害が発生する前
に、残りのＤａｔａ＃２、３（Ｄ＃２，３）とパリティ
＃１（Ｐ＃１）をキャッシュメモリ７に転送し、ＭＰ１
２０はＰＧ３６に対しＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）を復元
する回復処理を早急に行なうように指示する。この回復
処理を行ないＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）を復元した後は、
ＭＰ１２０はこのＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）をＳＤ＃４
または６のどちらかのスペース領域に格納する。In this embodiment, since only one parity is provided per parity group, data can be restored when one SCSI drive 12 fails. However, another SCSI drive can be restored before data restoration is completed. If a failure occurs in the drive 12, it cannot be restored. Therefore, in such a case, the remaining Data # 2, 3 (D # 2, 3) and parity # 1 (P # 1) are transferred to the cache memory 7 before the failure of the second SCSI drive 12 occurs. And MP1
20 instructs the PG 36 to immediately perform a recovery process for restoring Data # 1 (D # 1). After performing this recovery process and restoring Data # 1 (D # 1),
MP1 20 converts this Data # 1 (D # 1) to SD # 4.
Or, it is stored in either space area of 6.

【００８５】これにより、スペース領域を実施例１で示
したような、書き込み処理時の回転待ち時間を短縮させ
るためだけではなく、ＳＣＳＩドライブ１２に障害が発
生したときに、復元したデータを格納するためのスペア
ー領域としても活用する。この様に、ＭＰ１２０がス
ペース領域に回復したＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）を格納し
た後は、キャッシュメモリ７にある図３に示すアドレス
テーブル４０において、スペースドライブ番号５１の中
で、回復データを格納した方のスペースドライブ番号５
１を削除し、この削除したドライブ番号に対する論理ア
ドレス４５に、回復したＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）の論理
アドレス４５の内容を複写する。As a result, the space area is not only used to reduce the rotation waiting time during the writing process as described in the first embodiment, but also when the SCSI drive 12 fails, the restored data is stored. Also used as a spare area. As described above, after the MP1 20 stores the recovered Data # 1 (D # 1) in the space area, in the address table 40 of the cache memory 7 shown in FIG. Space drive number 5 where is stored
1 is deleted, and the contents of the recovered logical address 45 of Data # 1 (D # 1) are copied to the logical address 45 corresponding to the deleted drive number.

【００８６】図６に示すようにＳＤ＃１のＳＣＳＩドラ
イブ１２にはＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）の他にスペース領
域、パリティ、Ｄａｔａ＃１３、１６、１９、２２（Ｄ
＃１３，１６，１９，２２）が格納されている。スペー
ス領域については回復処理を行ない復元する必要は無
い。パリティ＃３（Ｐ＃３）はＳＤ＃３，４，５のＳＣ
ＳＩドライブ１２からＤａｔａ＃７、８、９（Ｄ＃７，
８，９）を読み出して新たに作成しＳＤ＃２か６のＳＣ
ＳＩドライブ１２のスペース領域に格納する。Ｄａｔａ
＃１３（Ｄ＃１３）はＳＤ＃３，５，６のＳＣＳＩドラ
イブ１２からパリティ＃５（Ｐ＃５）、Ｄａｔａ＃１
４、１５（Ｄ＃１４，１５）を読み出して、回復処理を
行ない復元し、ＳＤ＃２または４のＳＣＳＩドライブ１
２のスペース領域に格納する。Ｄａｔａ＃１６（Ｄ＃１
６）はＳＤ＃２，４，６のＳＣＳＩドライブ１２からＤ
ａｔａ＃１７（Ｄ＃１７）、パリティ＃６（Ｐ＃６）、
Ｄａｔａ＃１８（Ｄ＃１８）を読み出して、回復処理を
行ない復元し、ＳＤ＃３または５のＳＣＳＩドライブ１
２のスペース領域に格納する。以下同様にＤａｔａ＃１
９、２２（Ｄ＃１９，２２）と回復処理を行ない論理グ
ループ１０内のスペース領域に格納していく。As shown in FIG. 6, in the SCSI drive 12 of SD # 1, in addition to Data # 1 (D # 1), a space area, parity, Data # 13, 16, 19, 22 (D
# 13, 16, 19, and 22) are stored. There is no need to perform restoration processing for the space area to restore it. Parity # 3 (P # 3) is the SC of SD # 3,4,5
Data # 7, 8, 9 (D # 7,
8, 9) is read out and newly created, and SD # 2 or 6 SC
The data is stored in the space area of the SI drive 12. Data
# 13 (D # 13) is the parity # 5 (P # 5), Data # 1 from the SCSI drive 12 of SD # 3,5,6.
4, 15 (D # 14, 15) are read out and restored by performing recovery processing, and the SCSI drive 1 of SD # 2 or 4 is read.
2 in the space area. Data # 16 (D # 1
6) D from the SCSI drive 12 of SD # 2,4,6
data # 17 (D # 17), parity # 6 (P # 6),
Data # 18 (D # 18) is read out and restored by performing recovery processing, and the SCSI drive 1 of SD # 3 or 5 is read.
2 in the space area. Similarly, Data # 1
Recovery processing is performed on the logical groups 9 and 22 (D # 19 and 22) and stored in the space area within the logical group 10.

【００８７】この様に、ＳＤ＃２，３，４，５，６のＳ
ＣＳＩドライブ１２内のスペース領域に、ＳＤ＃１のＳ
ＣＳＩドライブ１２の回復データを全て格納した後は、
スペース領域が論理グループ１０において一つしかない
ため、実施例１で述べたような書き込み時の回転待ちを
短くすることは出来ないため、従来のアレイディスクで
あるＲＡＩＤのレベル５の処理となる。また、ＳＤ＃１
のＳＣＳＩドライブ１２の回復データを全て格納した後
は、ＳＤ＃２，３，４，５，６のＳＣＳＩドライブ１２
の中で更にもう一台ＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生
した場合、同様にその障害が発生したＳＣＳＩドライブ
１２内のデータについて回復処理を行ない、残りのスペ
ース領域に格納し、処理を行なえる。As described above, S # of SD # 2, 3, 4, 5, 6
In the space area in the CSI drive 12, the SD # 1 S
After storing all the recovery data of the CSI drive 12,
Since there is only one space area in the logical group 10, the rotation wait during writing as described in the first embodiment cannot be shortened, so that the processing is performed at RAID level 5, which is a conventional array disk. Also, SD # 1
After storing all the recovery data of the SCSI drive 12 of the SCSI drive 12, the SCSI drive 12 of SD # 2, 3, 4, 5, 6
In the case where another SCSI drive 12 fails, the data in the failed SCSI drive 12 is similarly subjected to recovery processing, stored in the remaining space area, and processed.

【００８８】この様にして、論理グループ１０内のスペ
ース領域を全て使いきってしまった場合は、障害ＳＣＳ
Ｉドライブ１２を正常のＳＣＳＩドライブ１２に交換
し、この交換した正常なＳＣＳＩドライブ１２は全てス
ペース領域として論理グループを再構成する。As described above, when all the space areas in the logical group 10 have been used up, the failure SCS
The I drive 12 is replaced with a normal SCSI drive 12, and all the replaced normal SCSI drives 12 reconfigure the logical group as a space area.

【００８９】障害ＳＣＳＩドライブ１２を正常のＳＣＳ
Ｉドライブ１２に交換した直後は、スペース領域が特定
ＳＣＳＩドライブ１２に集中した形になっているため、
このＳＣＳＩドライブ１２が使用出来ずにまたされるこ
とが多くなりネックとなるため、実施例１で示した回転
待ち時間を短縮する効果が、効率的に発揮出来ない。し
かし、時間が立つにつれて、スペース領域が分散されて
ＳＣＳＩドライブ１２障害前の状態に戻っていき、次第
に解消されていく。もし、この時間が問題となる場合
は、ＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生したことを感知
した場合、正常なＳＣＳＩドライブ１２に交換して、こ
の交換した正常なＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生し
たＳＣＳＩドライブ１２内のデータとパリティをユーザ
が復元することも可能とする。なお、この時スペース領
域に関しては復元せずにスペース領域として空けてお
く。The failed SCSI drive 12 is replaced with a normal SCS
Immediately after replacing with the I drive 12, the space area is concentrated on the specific SCSI drive 12,
Since the SCSI drive 12 cannot be used again and often becomes a bottleneck, the effect of reducing the rotation waiting time shown in the first embodiment cannot be efficiently exhibited. However, as time elapses, the space area is dispersed and returns to the state before the failure of the SCSI drive 12, and is gradually resolved. If this time is a problem, if it is detected that a failure has occurred in the SCSI drive 12, it is replaced with a normal SCSI drive 12, and the failed SCSI drive in the replaced normal SCSI drive 12 is replaced. It is also possible for the user to restore the data and parity in 12. At this time, the space area is left as a space area without being restored.

【００９０】本実施例ではこの回復処理と、スペース領
域へ復元したデータを書き込む処理をＭＰ１２０が独
自に行なう。この様に独自に行なうことによりＳＣＳＩ
ドライブ１２に障害が発生した場合、障害が発生したＳ
ＣＳＩドライブ１２を正常なＳＣＳＩドライブ１２に交
換し回復したデータを書き込むのと比較し、本発明では
システムを使用するユーザがＳＣＳＩドライブ１２に障
害が発生するとすぐに正常なＳＣＳＩドライブ１２と交
換する必要が無いため、ユーザの負担が軽くなる。In this embodiment, the MP120 performs this recovery process and the process of writing the restored data to the space area independently. By doing so independently, SCSI
When the drive 12 fails, the failed S
Compared to replacing the CSI drive 12 with a normal SCSI drive 12 and writing the recovered data, the present invention requires that a user using the system replace the normal SCSI drive 12 as soon as the SCSI drive 12 fails. Since there is no data, the burden on the user is reduced.

【００９１】〈実施例３〉本発明の第三の実施例を図７
〜図１１により説明する。本実施例では図７、８に示す
ように論理グループ１０単位にサブＤＫＣ１１を設け、
その内部に図９に示すように実施例１、２において示し
たキャッシュメモリ７内のアドレステーブル４０とＲＰ
Ｃ２７、ＰＧ３６、サブキャッシュ３２とそれらを制御
するマイクロプロセッサＭＰ３２９を持たせたものを
示す。本実施例におけるデータの処理手順は実施例１お
よび２で示したものと同様である。以下には実施例１、
２で示した処理手順と異なる部分のみを図１０および図
１１を用いて示す。本実施例では図９に示すように実施
例１、２で示したキャッシュメモリ７内のアドレステー
ブル４０をサブＤＫＣ１１内のデータアドレステーブル
（ＤＡＴ）３０に格納する。ＤＡＴ３０は格納されてい
るテーブルの形式や機能は実施例１、２と同様である
が、異なるのはデータを格納するＳＣＳＩドライブアド
レス４２が論理グループ１０に限られている点と、メモ
リがアドレステーブル４０を格納するデータを格納する
のとは別の専用メモリである。ＡＤＣ２内のＧＡＴ２３
はＣＰＵ１から指示されたＣＰＵ指定アドレスから、そ
のＣＰＵ指定アドレスが指示する場所がＡＤＵ３内のど
の論理グループ１０かを判定するのみである。キャッシ
ュメモリ７内には、その特別な領域に図１０に示すよう
な論理グループテーブル（ＬＧＴ）６０が格納されてい
る。<Embodiment 3> A third embodiment of the present invention is shown in FIG.
This will be described with reference to FIG. In this embodiment, as shown in FIGS. 7 and 8, a sub DKC 11 is provided for each logical group 10 unit.
As shown in FIG. 9, the address table 40 in the cache memory 7 and the RP
This figure shows a configuration having a C27, a PG 36, a sub-cache 32 and a microprocessor MP3 29 for controlling them. The data processing procedure in this embodiment is the same as that shown in the first and second embodiments. Example 1 is described below.
Only the parts different from the processing procedure shown in FIG. 2 are shown using FIGS. 10 and 11. In this embodiment, the address table 40 in the cache memory 7 shown in the first and second embodiments is stored in the data address table (DAT) 30 in the sub DKC 11 as shown in FIG. The format and function of the table stored in the DAT 30 are the same as those in the first and second embodiments. This is a dedicated memory different from that for storing data for storing the data 40. GAT23 in ADC2
Only determines which logical group 10 in the ADU 3 indicates the location specified by the CPU specified address from the CPU specified address specified by the CPU 1. In the cache memory 7, a logical group table (LGT) 60 as shown in FIG.

【００９２】ＬＧＴ６０は図１０に示すようにＣＰＵ１
から指定されるＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＣＣＨＨ
Ｒ４６に対応して、論理グループアドレス６１が決定で
きるテーブルとなっている。また、ＬＧＴ６０にはＣＰ
Ｕ指定アドレスに対応するデータがキャッシュメモリ７
内に存在する場合、そのデータのキャッシュメモリ７内
のアドレスをキャッシュアドレス４７に登録でき、ま
た、キャッシュメモリ７内にデータが存在する場合オン
（１）とし、キャッシュメモリ７内に存在しない場合オ
フ（０）とするキャッシュフラグ４８が用意されてい
る。ユーザは初期設定する際に自分の使用可能な容量に
対する領域を確保するが、その際にＡＤＣ２のＭＰ１
２０が、ＬＧＴ６０により論理グループ１０を割当て
る。この時、ＭＰ１２０はＬＧＴ６０にユーザが確保
するために指定したＣＰＵ指定アドレスに対応する領域
を登録する。The LGT 60 has a CPU 1 as shown in FIG.
Drive number 41 and CCHH specified from
The table is such that the logical group address 61 can be determined corresponding to R46. The LGT 60 has a CP
The data corresponding to the U designated address is stored in the cache memory 7
If the data exists in the cache memory 7, the address of the data in the cache memory 7 can be registered in the cache address 47. If the data exists in the cache memory 7, it is turned on (1). A cache flag 48 for (0) is prepared. The user reserves an area for his / her available capacity at the time of initial setting.
20 assigns the logical group 10 by the LGT 60. At this time, the MP1 20 registers an area corresponding to the CPU-specified address specified by the user in the LGT 60.

【００９３】そこで、実際の読みだし、書き込み処理に
おいては、ＧＡＴ２３はＬＧＴ６０によりＣＰＵ１から
指定してきたＣＰＵ指定アドレスに対応した論理グルー
プ１０を認識することが可能となる。読み出し時はＧＡ
Ｔ２３がＬＧＣにより論理グループ１０を確定し、その
確定した結果をＭＰ１２０に報告し、ＭＰ１２０は
この当該論理グループ１０に対し読み出し要求を発行す
るようにＤｒｉｖｅＩＦ２８に指示する。ＭＰ１２０
から指示を受けたＤｒｉｖｅＩＦ２８は当該論理グル
ープ１０のサブＤＫＣ１１に対し読み出し要求とＣＰＵ
１が指定するＣＰＵ指定アドレスを発行する。サブＤＫ
Ｃ１１ではマイクロプロセッサであるＭＰ３２９がこ
の読み出し要求のコマンドとＣＰＵ指定アドレスを受け
付け、実施例１と同様に、ＤｒｉｖｅＩＦ２８から送
られてきたＣＰＵ指定アドレスをＤＡＴ３０を参照し、
当該データが格納されている論理グループ１０内の論理
アドレス４５に変換し、この論理アドレス４５から当該
ＳＣＳＩドライブアドレス４２（ＳＣＳＩドライブ番号
４３とその中のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４）を確定する。Therefore, in the actual read / write processing, the GAT 23 can recognize the logical group 10 corresponding to the CPU specified address specified by the CPU 1 by the LGT 60. GA for reading
T23 determines the logical group 10 by LGC, and reports the determined result to the MP1 20. The MP1 20 instructs the DriveIF 28 to issue a read request to the logical group 10. MP1 20
The Drive IF 28 that has received the instruction from the sub-DKC 11 of the logical group 10 issues a read request and the CPU
1 issues a CPU-specified address. Sub DK
In C11, the microprocessor MP3 29 receives the read request command and the CPU-specified address, and refers to the DAT 30 for the CPU-specified address sent from the Drive IF 28, as in the first embodiment.
The logical address 45 is converted into the logical address 45 in the logical group 10 in which the data is stored, and the SCSI drive address 42 (the SCSI drive number 43 and the SCSI Addr 44 therein) is determined from the logical address 45.

【００９４】このアドレスの確定後ＭＰ３２９は当該
ＳＣＳＩドライブ１２に対し、読み出し要求を発行す
る。ＭＰ３２９から読み出し要求を発行されたＳＣＳ
Ｉドライブ１２ではＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４へシーク、
回転待ちを行ない、当該データの読み出しが可能になり
次第、当該データをドライブアダプタ回路（Ｄｒｉｖｅ
Ａｄｐ）３４に転送し、ＤｒｉｖｅＡｄｐ３４はサブ
キャッシュメモリ３２に格納する。サブキャッシュメモ
リ３２に当該データの格納が完了した後、Ｄｒｉｖｅ
Ａｄｐ３４はＭＰ３２９に格納報告を行ない、ＭＰ３
２９はＤＡＴ３０の当該データの当該論理アドレス４
５内の当該キャッシュフラグ４８をオン（１）とする。
後に当該キャッシュフラグ４８がオン（１）のデータに
対し読み出しまたは書込み要求が発行された場合は、サ
ブキャッシュ３２内で処理を行なう。実施例１と同様に
ＭＰ３２９によるＤＡＴ３０の更新が終了すると、Ｍ
Ｐ３２９はＡＤＣ２内のＤｒｉｖｅＩＦ２８に対し
データ転送可能という応答を行ない、ＤｒｉｖｅＩＦ
２８はこの応答を受け取ると、ＭＰ１２０に対し報告
する。After the address is determined, the MP 329 issues a read request to the SCSI drive 12. SCS issued read request from MP3 29
In the I drive 12, seek to Addr44 in SCSI,
After waiting for rotation and reading the data, the data is transferred to the drive adapter circuit (Drive).
AdP) 34, and the Drive Adp 34 stores the data in the sub-cache memory 32. After the storage of the data in the sub-cache memory 32 is completed, Drive
The Adp34 reports the storage to the MP3 29, and the MP3 29
29 is the logical address 4 of the data of the DAT 30
The relevant cache flag 48 in 5 is turned on (1).
If a read or write request is issued for the data whose cache flag 48 is on (1) later, the process is performed in the sub-cache 32. When the update of the DAT 30 by the MP3 29 ends as in the first embodiment, M
The P3 29 responds to the Drive IF 28 in the ADC 2 that data transfer is possible, and the Drive IF 28
28, upon receiving this response, reports to MP1 20.

【００９５】ＭＰ１２０はこの報告を受け取ると、キ
ャッシュメモリ７への格納が可能なら、ＤｒｉｖｅＩ
Ｆ２８に対しサブＤＫＣ１１からデータを転送するよう
に指示する。ＤｒｉｖｅＩＦ２８ではＭＰ１２０か
らの指示を受けるとサブＤＫＣ１１のＭＰ３２９に対
し読み出し要求を発行する。この読み出し要求を受けた
ＭＰ３２９はサブキャッシュアダプタ回路（ＳＣＡ）
３１に対しサブキャッシュ３２から当該データを読みだ
すように指示し、ＳＣＡ３１は実際にデータを読み出し
てＤｒｉｖｅＩＦ２８にデータを転送する。Ｄｒｉｖ
ｅＩＦ２８がデータを受け取った後は、実施例１、
２で示した処理を行なう。When MP1 20 receives this report, if it is possible to store it in cache memory 7, Drive 1
Instruct F28 to transfer data from sub DKC11. When receiving an instruction from the MP 1 20, the Drive IF 28 issues a read request to the MP 3 29 of the sub DKC 11. The MP3 29 which has received the read request is a sub-cache adapter circuit (SCA)
The SCA 31 instructs the sub-cache 31 to read the data, and the SCA 31 actually reads the data and transfers the data to the drive IF 28. Drive
e IF 28 receives the data, Example 1,
The processing shown in 2 is performed.

【００９６】一方書込み時は読み出し時と同様に当該論
理グループ１０を確定し、ＭＰ１２０はＤｒｉｖｅＩ
Ｆ２８に対し当該論理グループ１０のＭＰ３２９に対
し書込み要求を発行するように指示する。当該論理グル
ープ１０内のＭＰ３２９は、書込み要求を受け付け、
書込みデータをサブキャッシュ３２に格納した後は、図
５のフローチャートに従って、実施例１、２と同様に処
理を行う。本実施例では実施例１、２の効果を実現する
ことが可能である。On the other hand, at the time of writing, the relevant logical group 10 is determined in the same manner as at the time of reading.
Instruct F28 to issue a write request to MP3 29 of the logical group 10. The MP3 29 in the logical group 10 receives the write request,
After the write data is stored in the sub-cache 32, the same processing as in the first and second embodiments is performed according to the flowchart of FIG. In this embodiment, the effects of the first and second embodiments can be realized.

【００９７】以上、磁気ディスク装置を用いたシステム
を実施例として説明したが、本発明は光ディスク装置を
用いたシステムにおいても同様な効果を発揮することが
可能である。Although the system using the magnetic disk device has been described as an embodiment, the present invention can exert the same effect in a system using an optical disk device.

【００９８】[0098]

【発明の効果】本発明によれば、データの書き込み時に
おけるパリティの更新処理をＣＰＵからの読みだしまた
は書き込み要求が少ない時まで遅らせることが可能とな
る。これにより、ＣＰＵにとっては読みだしまたは書き
込み処理要求が多い時は書き込み処理を高速に行え、こ
れにより単位時間当りのＩ／Ｏ処理件数を増加させるこ
とが可能となる。さらに、通常は使用しないスペアのＳ
ＣＳＩドライブを、回転待ち時間の短縮という、性能向
上のために使用でき、ＳＣＳＩドライブ資源の有効活用
が図れる。According to the present invention, it is possible to delay the updating of the parity at the time of data writing until a reading or writing request from the CPU is small. As a result, when there are many read or write processing requests for the CPU, the write processing can be performed at high speed, whereby the number of I / O processing per unit time can be increased. In addition, spare S which is not normally used
The CSI drive can be used to improve the performance by reducing the rotation waiting time, and the SCSI drive resources can be effectively used.

【図面の簡単な説明】[Brief description of the drawings]

【図１】第１の実施例の全体構成図。FIG. 1 is an overall configuration diagram of a first embodiment.

【図２】第１の実施例のクラスタ内構成図。FIG. 2 is a configuration diagram in a cluster according to the first embodiment;

【図３】アドレス変換テーブルの説明図。FIG. 3 is an explanatory diagram of an address conversion table.

【図４】書き込み処理時のデータ移動説明図。FIG. 4 is an explanatory diagram of data movement during a writing process.

【図５】書き込み処理フローチャート（１）。FIG. 5 is a write processing flowchart (1).

【図６】データ回復処理説明図、パリティグループを構
成する各データのディスク上での位置説明図。FIG. 6 is an explanatory view of a data recovery process, and an explanatory view of a position on a disk of each data constituting a parity group.

【図７】第３の実施例の全体構成図。FIG. 7 is an overall configuration diagram of a third embodiment.

【図８】第３の実施例のクラスタ内構成図。FIG. 8 is a configuration diagram in a cluster according to the third embodiment.

【図９】第３の実施例のサブＤＫＣ内構成図。FIG. 9 is a configuration diagram in a sub-DKC of a third embodiment.

【図１０】論理グループテーブル説明図。FIG. 10 is an explanatory diagram of a logical group table.

【図１１】ＲＡＩＤＬｅｖｅｌ５における更新処理説
明図。FIG. 11 is an explanatory diagram of an update process in RAID Level5.

【図１２】ＲＡＩＤ５における書き込み処理タイミング
チャート。FIG. 12 is a write processing timing chart in RAID5.

【図１３】書き込み処理フローチャート（２）。FIG. 13 is a flowchart (2) of a writing process.

【図１４】パリティ作成処理フローチャート。FIG. 14 is a flowchart of a parity creation process.

【符号の説明】[Explanation of symbols]

１…ＣＰＵ、２…アレイディスクコントローラ（ＡＤ
Ｃ）、３…アレイディスクユニット（ＡＤＵ）、４…外
部インターフェースパス、５…チャネルパスディレク
タ、６…チャネルパス、７…キャッシュメモリ、８…ド
ライブパス、９…アレイディスクユニットパス、１０…
論理グループ、１２…ＳＣＳＩドライブ、１３…クラス
タ、１４…ドライブ側キャッシュアダプタ（ＣＡｄ
ｐ）、１５…インターフェースアダプタ、１６…チャネ
ルパススイッチ、１７…制御信号線、１８…データ線、
１９…パス、２０…マイクロプロセッサ１（ＭＰ１）、
２１…チャネルインターフェース（ＣＨＩＦ）回路、
２２…データ制御回路（ＤＣＣ）、２３…グループアド
レス変換回路（ＧＡＴ）、２４…チャネル側キャッシュ
アダプタ（ＣＡｄｐ）、２８…ドライブインターフェ
ース回路（ＤｒｉｖｅＩＦ）、２９…マイクロプロセ
ッサ３（ＭＰ３）、３０…データアドレステーブル４
０、３１…サブキャッシュアダプタ、３４…ドライブア
ダプタ（ＤｒｉｖｅＡｄｐ）、３５…ドライブパス、
３６…パリティ生成回路、４０…アドレス変換用テーブ
ル（アドレステーブル）、４１…ＣＰＵ指定ドライブ番
号、４２…ＳＣＳＩドライブアドレス、４３…ＳＣＳＩ
ドライブ番号、４４…ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ、４５…論理
アドレス、４６…ＣＣＨＨＲ、４７…キャッシュアドレ
ス、４８…キャッシュフラグ、４９…無効フラグ、５０
…パリティドライブ番号、５１…スペースドライブ番
号、５２…ドライブフラグ、５３…ＳＤフラグ、６０…
論理グループテーブル、６１…論理グループアドレス1. CPU, 2. Array disk controller (AD
C), 3 ... array disk unit (ADU), 4 ... external interface path, 5 ... channel path director, 6 ... channel path, 7 ... cache memory, 8 ... drive path, 9 ... array disk unit path, 10 ...
Logical group, 12: SCSI drive, 13: Cluster, 14: Drive side cache adapter (C Ad
p), 15: interface adapter, 16: channel path switch, 17: control signal line, 18: data line,
19: path, 20: microprocessor 1 (MP1),
21 channel interface (CH IF) circuit,
22: Data control circuit (DCC), 23: Group address conversion circuit (GAT), 24: Channel side cache adapter (C Adp), 28: Drive interface circuit (Drive IF), 29: Microprocessor 3 (MP3), 30 ... Data address table 4
0, 31: sub-cache adapter, 34: drive adapter (Drive Adp), 35: drive path,
36: parity generation circuit, 40: address conversion table (address table), 41: CPU designated drive number, 42: SCSI drive address, 43: SCSI
Drive number, 44: Addr in SCSI, 45: Logical address, 46: CCHHR, 47: Cache address, 48: Cache flag, 49: Invalid flag, 50
... Parity drive number, 51 ... Space drive number, 52 ... Drive flag, 53 ... SD flag, 60 ...
Logical group table, 61 ... logical group address

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献特開平４−312146（ＪＰ，Ａ) 特開平４−230512（ＪＰ，Ａ) 特開平５−35413（ＪＰ，Ａ) 国際公開92／12482（ＷＯ，Ａ１) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 3/06 ──────────────────────────────────────────────────続き Continuation of front page (56) References JP-A-4-312146 (JP, A) JP-A-4-230512 (JP, A) JP-A-5-35413 (JP, A) International Publication No. 92/12482 (WO, A1) (58) Field surveyed (Int. Cl. ⁷ , DB name) G06F 3/06

Claims

(57)【特許請求の範囲】(57) [Claims]

【請求項１】外部装置から入力されたデータを記憶装置
に書き込む方法であって、入力データを第１の冗長レベルの形式で上記記憶装置に
書き込むステップと、上記記憶装置に第１の冗長レベルの形式で書き込まれた
データを冗長データ配置形式が異なる第２の冗長レベル
の形式に書き換えるステップとを有することを特徴とす
るデータ書き込み方法。 1. A storage device for storing data input from an external device.
The input data to the storage device in the form of a first redundancy level.
Writing, and writing to the storage device in a first redundancy level format
A second redundancy level in which data has a different redundancy data arrangement format
Rewriting to the form of
Data writing method.

【請求項２】前記外部装置との間でのデータの入力また
は出力の頻度を検出するステップを有し、上記検出結果に応じて判断された所定のタイミングで、
前記第１の冗長レベルの形式で書き込まれたデータを第
２の冗長レベルの形式に書き換えることを特徴とする請
求項１に記載のデータ書き込み方法。2. An apparatus for inputting data to and from the external device.
Has a step of detecting the frequency of output, at a predetermined timing determined according to the detection result,
The data written in the format of the first redundancy level is
2. A system for rewriting data in a redundant level 2 format
The data writing method according to claim 1 .

【請求項３】前記第１の冗長レベルの形式がデータの二
重化を利用するものであり、前記第２の冗長レベルの形
式がパリティを利用するものであることを特徴とする請
求項１または請求項２に記載のデータ書き込み方法。3. The method of claim 1, wherein the format of the first redundancy level is data
Utilizing redundancy, wherein the form of the second level of redundancy is
The contract is characterized in that the expression uses parity.
3. The data writing method according to claim 1 or claim 2 .

【請求項４】外部装置と接続可能であって、上記外部装
置からの入力データを書き込み、内部に記録されている
データを上記外部装置に読み出す記憶装置であって、上記外部装置からの入力データを第１の冗長レベルの形
式で書き込む手段と、上記第１の冗長レベルの形式で書き込まれたデータを冗
長データ配置形式が異なる第２の冗長レベルの形式に書
き換える手段とを有することを特徴とする記憶装置。 4. The external device is connectable to an external device.
Input data from the device is written and stored internally
A storage device for reading data to said external device, wherein input data from said external device is stored in a first redundancy level.
Means for writing in a formula, and data written in the format of the first redundancy level
Write to the second redundancy level format with a different long data layout format
A storage device, comprising: a switching unit.

【請求項５】前記外部装置と前記記憶装置との間のデー
タの入力または出力の頻度を検出する手段を有し、前記書き換え手段が、上記検出手段によって検出された
頻度に応じて、前記第１の冗長レベルの形式で書き込ま
れたデータを第２の冗長レベルの形式に書き換えること
を特徴とする請求項４に記載の記憶装置。 5. The data transfer between the external device and the storage device.
Means for detecting the frequency of input or output of the data, wherein said rewriting means is detected by said detecting means
Write in the form of the first redundancy level according to frequency
Possible to obtain write conversion to a data format of a second redundancy level
The storage device according to claim 4, wherein:

【請求項６】前記第１の冗長レベルの形式がデータの二
重化を利用するものであり、前記第２の冗長レベルの形
式がパリティを利用するものであることを特徴とする請
求項４または請求項５に記載の記憶装置。 6. The method of claim 1, wherein the format of the first redundancy level is
Utilizing redundancy, wherein the form of the second level of redundancy is
The contract is characterized in that the expression uses parity.
The storage device according to claim 4 or claim 5.