JP3431581B2 - ディスク制御システムおよびデータ再配置方法 - Google Patents
ディスク制御システムおよびデータ再配置方法Info
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- JP3431581B2 JP3431581B2 JP2000195895A JP2000195895A JP3431581B2 JP 3431581 B2 JP3431581 B2 JP 3431581B2 JP 2000195895 A JP2000195895 A JP 2000195895A JP 2000195895 A JP2000195895 A JP 2000195895A JP 3431581 B2 JP3431581 B2 JP 3431581B2
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Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明はディスク制御システ
ムおよびデータ再配置方法に関し、特にログ構造化書き
込み方式を用いたディスク制御システムおよび同システ
ムに適用されるデータ再配置方法に関する。
ムおよびデータ再配置方法に関し、特にログ構造化書き
込み方式を用いたディスク制御システムおよび同システ
ムに適用されるデータ再配置方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、ディスクの高速化と信頼性向上の
観点から、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙ
ｏｆ Ｉｎｄｅｐｅｎｄｅｎｔ Ｄｉｓｋｓ）技術を
搭載した計算機システムが主流となっている。ＲＡＩＤ
技術には０，１，１０，５などの種類がある。
観点から、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙ
ｏｆ Ｉｎｄｅｐｅｎｄｅｎｔ Ｄｉｓｋｓ）技術を
搭載した計算機システムが主流となっている。ＲＡＩＤ
技術には０，１，１０，５などの種類がある。
【０００３】最近では、このようなＲＡＩＤの書き込み
性能を大幅に向上するための技術として、ログ構造化フ
ァイルシステム（ＬＳＦＳ：Ｌｏｇ−Ｓｔｒｕｃｔｕｒ
ｅｄＦｉｌｅ Ｓｙｓｔｅｍ）技術が考えられている。
ログ構造化ファイルシステムとは、「シーケンシャルア
クセスは、ランダムアクセスに比較して非常に高速であ
る」というディスク装置の特性を利用した性能向上の手
法である。ランダムアクセス時の性能低下はディスクの
シークおよび回転待ちによるもので出来れば無くしたい
部分である。そこで、ログ構造化ファイルシステム技術
では、書き込みデータを蓄積するためのバッファを使用
し、複数の小さなブロックの書き込みデータを、一つの
大きな塊りのデータに変換して「まとめ書き」するとい
う手法が用いられる。これにより、ランダムな書き込み
をシーケンシャルな書き込みに変更することができ、書
き込み性能の向上を図ることが可能となる。
性能を大幅に向上するための技術として、ログ構造化フ
ァイルシステム（ＬＳＦＳ：Ｌｏｇ−Ｓｔｒｕｃｔｕｒ
ｅｄＦｉｌｅ Ｓｙｓｔｅｍ）技術が考えられている。
ログ構造化ファイルシステムとは、「シーケンシャルア
クセスは、ランダムアクセスに比較して非常に高速であ
る」というディスク装置の特性を利用した性能向上の手
法である。ランダムアクセス時の性能低下はディスクの
シークおよび回転待ちによるもので出来れば無くしたい
部分である。そこで、ログ構造化ファイルシステム技術
では、書き込みデータを蓄積するためのバッファを使用
し、複数の小さなブロックの書き込みデータを、一つの
大きな塊りのデータに変換して「まとめ書き」するとい
う手法が用いられる。これにより、ランダムな書き込み
をシーケンシャルな書き込みに変更することができ、書
き込み性能の向上を図ることが可能となる。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】しかし、ログ構造化フ
ァイルシステム技術を使用した場合には、ライト要求順
にデータが並べられて書き込まれる。このため、ランダ
ムライトが発生すると、互いに論理アドレスが離れたデ
ータ同士が一つの物理ストライプ領域に連続して書き込
まれる。これにより、ファイルシステム上では論理アド
レスが連続するデータブロックが物理的には離れた別々
の物理ストライプ領域に書き込まれる結果となる。この
ように物理的に分散して記憶されたデータに対するシー
ケンシャルリードは物理的にはランダムリードとなり効
率が悪い。
ァイルシステム技術を使用した場合には、ライト要求順
にデータが並べられて書き込まれる。このため、ランダ
ムライトが発生すると、互いに論理アドレスが離れたデ
ータ同士が一つの物理ストライプ領域に連続して書き込
まれる。これにより、ファイルシステム上では論理アド
レスが連続するデータブロックが物理的には離れた別々
の物理ストライプ領域に書き込まれる結果となる。この
ように物理的に分散して記憶されたデータに対するシー
ケンシャルリードは物理的にはランダムリードとなり効
率が悪い。
【０００５】このような状態を直すためには物理的にも
連続にデータが並ぶように定期的にデータを並べ替える
必要がある。しかしながら、データを並べ替える処理自
体、多くのＩ／Ｏ処理を伴いシステムに対する大きな負
荷になる。
連続にデータが並ぶように定期的にデータを並べ替える
必要がある。しかしながら、データを並べ替える処理自
体、多くのＩ／Ｏ処理を伴いシステムに対する大きな負
荷になる。
【０００６】本発明は上述の事情に鑑みてなされたもの
であり、効率よくデータ再配置処理を行えるようにし、
少ない負荷で、読み出し性能の大幅な向上を図ることが
可能なディスク制御システムおよびデータ再配置方法を
提供することを目的とする。
であり、効率よくデータ再配置処理を行えるようにし、
少ない負荷で、読み出し性能の大幅な向上を図ることが
可能なディスク制御システムおよびデータ再配置方法を
提供することを目的とする。
【０００７】
【課題を解決するための手段】上述の課題を解決するた
め、本発明は、ログ構造化書き込み方式のディスク制御
システムであって、複数のディスク装置で構成されるデ
ィスクアレイと、書き込み要求された複数のデータブロ
ックを蓄積するデータバッファと、前記データバッファ
に蓄積された複数のデータブロックから前記ディスクア
レイの１物理ストライプ分の書き込みデータを生成し
て、前記ディスクアレイの所定の物理ストライプに一括
して書き込むデータ書き込み手段と、前記ディスクアレ
イの論理ストライプを構成する複数の論理ブロック番号
と、その論理ブロック番号で指定されるデータブロック
が存在する前記ディスクアレイ上の物理位置を示す物理
ブロック番号との対応関係を、各論理ストライプ毎に記
憶するアドレス変換テーブルと、前記アドレス変換テー
ブルを参照して、前記論理ストライプ内における有効論
理ブロック数の割合および／または隣り合う物理ブロッ
ク番号が連続している割合を算出して、その結果が所定
の条件を満たす場合に、再配置対象の論理ストライプと
して決定する再配置対象決定手段と、前記再配置対象決
定手段により再配置が決定された前記論理ストライプの
データブロックを前記ディスクアレイから前記データバ
ッファに読み出し、前記データ書き込み手段によって前
記ディスクアレイの空き物理ストライプ領域に書き込む
データ再配置手段と、前記アドレス変換テーブルの前記
物理ブロック番号を前記空き物理ストライプの物理ブロ
ック番号に書き替えるアドレス変換テーブル書き換え手
段とを具備することを特徴とする。
め、本発明は、ログ構造化書き込み方式のディスク制御
システムであって、複数のディスク装置で構成されるデ
ィスクアレイと、書き込み要求された複数のデータブロ
ックを蓄積するデータバッファと、前記データバッファ
に蓄積された複数のデータブロックから前記ディスクア
レイの１物理ストライプ分の書き込みデータを生成し
て、前記ディスクアレイの所定の物理ストライプに一括
して書き込むデータ書き込み手段と、前記ディスクアレ
イの論理ストライプを構成する複数の論理ブロック番号
と、その論理ブロック番号で指定されるデータブロック
が存在する前記ディスクアレイ上の物理位置を示す物理
ブロック番号との対応関係を、各論理ストライプ毎に記
憶するアドレス変換テーブルと、前記アドレス変換テー
ブルを参照して、前記論理ストライプ内における有効論
理ブロック数の割合および／または隣り合う物理ブロッ
ク番号が連続している割合を算出して、その結果が所定
の条件を満たす場合に、再配置対象の論理ストライプと
して決定する再配置対象決定手段と、前記再配置対象決
定手段により再配置が決定された前記論理ストライプの
データブロックを前記ディスクアレイから前記データバ
ッファに読み出し、前記データ書き込み手段によって前
記ディスクアレイの空き物理ストライプ領域に書き込む
データ再配置手段と、前記アドレス変換テーブルの前記
物理ブロック番号を前記空き物理ストライプの物理ブロ
ック番号に書き替えるアドレス変換テーブル書き換え手
段とを具備することを特徴とする。
【０００８】このディスク制御システムにおいては、ア
ドレス変換テーブルを参照することにより、論理ブロッ
クの物理的な分散の度合いが論理ストライプ毎に調べら
れる。すなわち、各論理ストライプ毎に、それを構成す
る複数の論理ブロック内における有効論理ブロック数の
割合および／または隣り合う論理ブロックの物理ブロッ
ク番号が連続している割合が算出され、それに基づいて
再配置対象の論理ストライプが決定される。有効論理ブ
ロック数の割合が少ない論理ストライプは再配置しても
十分な効果が期待できないので、このような論理ストラ
イプについては再配置対象から除外することが好まし
い。また、有効論理ブロックがある程度含まれ、かつ、
物理ブロック番号の連続性の低い論理ストライプは、シ
ーケンシャルリードを行う際に効率が悪いが、このよう
な論理ストライプ内のデータブロックを再配置対象にす
ることによりシーケンシャルリードの効率を向上させる
ことが出来る。
ドレス変換テーブルを参照することにより、論理ブロッ
クの物理的な分散の度合いが論理ストライプ毎に調べら
れる。すなわち、各論理ストライプ毎に、それを構成す
る複数の論理ブロック内における有効論理ブロック数の
割合および／または隣り合う論理ブロックの物理ブロッ
ク番号が連続している割合が算出され、それに基づいて
再配置対象の論理ストライプが決定される。有効論理ブ
ロック数の割合が少ない論理ストライプは再配置しても
十分な効果が期待できないので、このような論理ストラ
イプについては再配置対象から除外することが好まし
い。また、有効論理ブロックがある程度含まれ、かつ、
物理ブロック番号の連続性の低い論理ストライプは、シ
ーケンシャルリードを行う際に効率が悪いが、このよう
な論理ストライプ内のデータブロックを再配置対象にす
ることによりシーケンシャルリードの効率を向上させる
ことが出来る。
【０００９】また、本発明は、ログ構造化書き込み方式
のディスク制御システムであって、複数のディスク装置
で構成されるディスクアレイと、書き込み要求された複
数のデータブロックを蓄積するデータバッファと、前記
データバッファに蓄積された複数のデータブロックから
前記ディスクアレイの１物理ストライプ分の書き込みデ
ータを生成して、前記ディスクアレイの所定の物理スト
ライプに一括して書き込むデータ書き込み手段と、前記
ディスクアレイの論理アドレス空間を構成する複数の論
理ブロック番号とその論理ブロック番号で指定されるデ
ータブロックが存在する前記ディスクアレイ上の物理位
置を示す物理ブロック番号との対応関係を記憶するアド
レス変換テーブルと、前記ディスクアレイの論理アドレ
ス空間を１物理ストライプ分のデータブロックの個数分
のアドレス範囲毎に区切った各論理ストライプ毎に、そ
の論理ストライプ内に含まれる複数の論理ブロックに対
するデータリードの回数を計数するカウンタ手段と、前
記カウンタ手段を参照して、前記データリードの回数が
所定値以上の論理ストライプを再配置対象の論理ストラ
イプとして決定する再配置対象決定手段と、前記再配置
対象決定手段により再配置が決定された前記論理ストラ
イプのデータブロックを前記ディスクアレイから前記デ
ータバッファに読み出し、前記データ書き込み手段によ
って前記ディスクアレイの空き物理ストライプ領域に書
き込むデータ再配置手段と、前記アドレス変換テーブル
の前記物理ブロック番号を前記空き物理ストライプの物
理ブロック番号に書き替えるアドレス変換テーブル書き
換え手段とを具備することを特徴とする。
のディスク制御システムであって、複数のディスク装置
で構成されるディスクアレイと、書き込み要求された複
数のデータブロックを蓄積するデータバッファと、前記
データバッファに蓄積された複数のデータブロックから
前記ディスクアレイの１物理ストライプ分の書き込みデ
ータを生成して、前記ディスクアレイの所定の物理スト
ライプに一括して書き込むデータ書き込み手段と、前記
ディスクアレイの論理アドレス空間を構成する複数の論
理ブロック番号とその論理ブロック番号で指定されるデ
ータブロックが存在する前記ディスクアレイ上の物理位
置を示す物理ブロック番号との対応関係を記憶するアド
レス変換テーブルと、前記ディスクアレイの論理アドレ
ス空間を１物理ストライプ分のデータブロックの個数分
のアドレス範囲毎に区切った各論理ストライプ毎に、そ
の論理ストライプ内に含まれる複数の論理ブロックに対
するデータリードの回数を計数するカウンタ手段と、前
記カウンタ手段を参照して、前記データリードの回数が
所定値以上の論理ストライプを再配置対象の論理ストラ
イプとして決定する再配置対象決定手段と、前記再配置
対象決定手段により再配置が決定された前記論理ストラ
イプのデータブロックを前記ディスクアレイから前記デ
ータバッファに読み出し、前記データ書き込み手段によ
って前記ディスクアレイの空き物理ストライプ領域に書
き込むデータ再配置手段と、前記アドレス変換テーブル
の前記物理ブロック番号を前記空き物理ストライプの物
理ブロック番号に書き替えるアドレス変換テーブル書き
換え手段とを具備することを特徴とする。
【００１０】このように、データリード回数が多い論理
ストライプに対してデータ再配置を行うことにより、リ
ードされる頻度が高い論理ストライプ内のデータブロッ
クを物理的にも連続させることが可能となり、シーケン
シャルリード性能を効率よく高めることが可能となる。
ストライプに対してデータ再配置を行うことにより、リ
ードされる頻度が高い論理ストライプ内のデータブロッ
クを物理的にも連続させることが可能となり、シーケン
シャルリード性能を効率よく高めることが可能となる。
【００１１】また、本発明は、ログ構造化書き込み方式
のディスク制御システムであって、複数のディスク装置
で構成されるディスクアレイと、書き込み要求された複
数のデータブロックを蓄積するデータバッファと、前記
データバッファに蓄積された複数のデータブロックから
前記ディスクアレイの１物理ストライプ分の書き込みデ
ータを生成して、前記ディスクアレイの所定の物理スト
ライプに一括して書き込むデータ書き込み手段と、前記
ディスクアレイの論理アドレス空間を構成する複数の論
理ブロック番号とその論理ブロック番号で指定されるデ
ータブロックが存在する前記ディスクアレイ上の物理位
置を示す物理ブロック番号との対応関係を記憶するアド
レス変換テーブルと、前記ディスクアレイの論理アドレ
ス空間を１物理ストライプ分のデータブロックの個数分
のアドレス範囲毎に区切った各論理ストライプ毎に、そ
の論理ストライプ内に含まれる複数の論理ブロックに対
するデータ書き込み回数を計数するカウンタ手段と、前
記カウンタ手段を参照して、前記データ書き込み回数が
所定値以上の論理ストライプを再配置対象の論理ストラ
イプとして決定する再配置対象決定手段と、前記再配置
対象決定手段により再配置が決定された前記論理ストラ
イプのデータブロックを前記ディスクアレイから前記デ
ータバッファに読み出し、前記データ書き込み手段によ
って前記ディスクアレイの空き物理ストライプ領域に書
き込むデータ再配置手段と、前記アドレス変換テーブル
の前記物理ブロック番号を前記空き物理ストライプの物
理ブロック番号に書き替えるアドレス変換テーブル書き
換え手段とを具備することを特徴とする。
のディスク制御システムであって、複数のディスク装置
で構成されるディスクアレイと、書き込み要求された複
数のデータブロックを蓄積するデータバッファと、前記
データバッファに蓄積された複数のデータブロックから
前記ディスクアレイの１物理ストライプ分の書き込みデ
ータを生成して、前記ディスクアレイの所定の物理スト
ライプに一括して書き込むデータ書き込み手段と、前記
ディスクアレイの論理アドレス空間を構成する複数の論
理ブロック番号とその論理ブロック番号で指定されるデ
ータブロックが存在する前記ディスクアレイ上の物理位
置を示す物理ブロック番号との対応関係を記憶するアド
レス変換テーブルと、前記ディスクアレイの論理アドレ
ス空間を１物理ストライプ分のデータブロックの個数分
のアドレス範囲毎に区切った各論理ストライプ毎に、そ
の論理ストライプ内に含まれる複数の論理ブロックに対
するデータ書き込み回数を計数するカウンタ手段と、前
記カウンタ手段を参照して、前記データ書き込み回数が
所定値以上の論理ストライプを再配置対象の論理ストラ
イプとして決定する再配置対象決定手段と、前記再配置
対象決定手段により再配置が決定された前記論理ストラ
イプのデータブロックを前記ディスクアレイから前記デ
ータバッファに読み出し、前記データ書き込み手段によ
って前記ディスクアレイの空き物理ストライプ領域に書
き込むデータ再配置手段と、前記アドレス変換テーブル
の前記物理ブロック番号を前記空き物理ストライプの物
理ブロック番号に書き替えるアドレス変換テーブル書き
換え手段とを具備することを特徴とする。
【００１２】論理ストライプは、それを構成する論理ブ
ロックに対して書き込みが行われると、物理的に不連続
になる可能性が生じる。よって、再配置対象の論理スト
ライプを決定するための処理を、データ書き込み回数が
所定値以上の論理ストライプに対して行うことにより、
効率よくシーケンシャルアクセスの性能を高めることが
可能となる。
ロックに対して書き込みが行われると、物理的に不連続
になる可能性が生じる。よって、再配置対象の論理スト
ライプを決定するための処理を、データ書き込み回数が
所定値以上の論理ストライプに対して行うことにより、
効率よくシーケンシャルアクセスの性能を高めることが
可能となる。
【００１３】
【発明の実施の形態】以下、図面を参照して本発明の実
施形態を説明する。図１には、本発明の一実施形態に係
るディスク制御システムを適用した計算機システムの構
成が示されている。この計算機システムはサーバ（ＰＣ
サーバ）として利用されるものであり、複数のＣＰＵ１
１を搭載することが出来る。これら各ＣＰＵ１１は図示
のようにプロセッサバス１を介してブリッジ１２に接続
されている。ブリッジ１２はプロセッサバス１とＰＣＩ
バス２を双方向で接続するためのブリッジＬＳＩであ
り、ここには主メモリ１３を制御するためのメモリコン
トローラも内蔵されている。主メモリ１３には、オペレ
ーティングシステム（ＯＳ）、実行対象のアプリケーシ
ョンプログラム、およびドライバなどがロードされる。
施形態を説明する。図１には、本発明の一実施形態に係
るディスク制御システムを適用した計算機システムの構
成が示されている。この計算機システムはサーバ（ＰＣ
サーバ）として利用されるものであり、複数のＣＰＵ１
１を搭載することが出来る。これら各ＣＰＵ１１は図示
のようにプロセッサバス１を介してブリッジ１２に接続
されている。ブリッジ１２はプロセッサバス１とＰＣＩ
バス２を双方向で接続するためのブリッジＬＳＩであ
り、ここには主メモリ１３を制御するためのメモリコン
トローラも内蔵されている。主メモリ１３には、オペレ
ーティングシステム（ＯＳ）、実行対象のアプリケーシ
ョンプログラム、およびドライバなどがロードされる。
【００１４】ＰＣＩバス２には、図示のように、ＲＡＩ
Ｄコントローラ１６、および不揮発性メモリ１７が接続
されている。ＲＡＩＤコントローラ１６によって制御さ
れるディスクアレイ１８は、各種ユーザデータ等の記録
等に用いられる。
Ｄコントローラ１６、および不揮発性メモリ１７が接続
されている。ＲＡＩＤコントローラ１６によって制御さ
れるディスクアレイ１８は、各種ユーザデータ等の記録
等に用いられる。
【００１５】ディスクアレイ１８はＲＡＩＤコントロー
ラ１６の制御により、例えばＲＡＩＤ５構成のディスク
アレイとして機能する。この場合、ディスクアレイ１８
は、データ記憶用のＮ台のディスク装置にパリティ記憶
用のディスク装置を１台付加したＮ＋１台（ここでは、
ＤＩＳＫ０〜ＤＩＳＫ４の５台）のディスク装置から構
成される。これらＮ＋１台のディスク装置はグループ化
され、単一の論理ディスクドライブとして使用される。
ラ１６の制御により、例えばＲＡＩＤ５構成のディスク
アレイとして機能する。この場合、ディスクアレイ１８
は、データ記憶用のＮ台のディスク装置にパリティ記憶
用のディスク装置を１台付加したＮ＋１台（ここでは、
ＤＩＳＫ０〜ＤＩＳＫ４の５台）のディスク装置から構
成される。これらＮ＋１台のディスク装置はグループ化
され、単一の論理ディスクドライブとして使用される。
【００１６】グループ化されたディスク装置には、図示
のように、データ（ＤＡＴＡ）とそのパリティ（ＰＡＲ
ＩＴＹ）とから構成される物理ストライプ（パリティグ
ループ）が割り当てられ、かつパリティ位置は物理スト
ライプ毎にＮ＋１台のディスク装置間で順に移動され
る。例えば、物理ストライプＳ０では、ＤＩＳＫ０〜Ｄ
ＩＳＫ３それぞれの同一位置に割り当てられたストライ
プユニット上のデータ（ＤＡＴＡ）群のパリティ（ＰＡ
ＲＩＴＹ）は、ＤＩＳＫ４の対応するストライプユニッ
ト上に記録される。次の物理ストライプＳ１において
は、そのストライプＳ１のデータに対応するパリティ
（ＰＡＲＩＴＹ）はＤＩＳＫ３の対応するストライプユ
ニット上に記録される。このようにパリティを物理スト
ライプ単位でＮ＋１台のディスク装置に分散させること
によって、パリティディスクへのアクセスの集中を防止
することができる。
のように、データ（ＤＡＴＡ）とそのパリティ（ＰＡＲ
ＩＴＹ）とから構成される物理ストライプ（パリティグ
ループ）が割り当てられ、かつパリティ位置は物理スト
ライプ毎にＮ＋１台のディスク装置間で順に移動され
る。例えば、物理ストライプＳ０では、ＤＩＳＫ０〜Ｄ
ＩＳＫ３それぞれの同一位置に割り当てられたストライ
プユニット上のデータ（ＤＡＴＡ）群のパリティ（ＰＡ
ＲＩＴＹ）は、ＤＩＳＫ４の対応するストライプユニッ
ト上に記録される。次の物理ストライプＳ１において
は、そのストライプＳ１のデータに対応するパリティ
（ＰＡＲＩＴＹ）はＤＩＳＫ３の対応するストライプユ
ニット上に記録される。このようにパリティを物理スト
ライプ単位でＮ＋１台のディスク装置に分散させること
によって、パリティディスクへのアクセスの集中を防止
することができる。
【００１７】不揮発性メモリ１７はログ構造化ファイル
システム（ＬＳＦＳ）の実現のために使用される作業用
の記憶装置であり、バッテリバックアップされたＤＲＡ
ＭあるいはフラッシュＥＥＰＲＯＭなどから構成されて
いる。ログ構造化ファイルシステム（ＬＳＦＳ）は、Ｒ
ＡＩＤ５構成のディスクアレイ１８に対する書き込み性
能を向上させるために用いられる。本実施形態において
は、ＯＳのファイルシステムには改良を加えず、ＯＳに
組み込んで用いられるドライバプログラムと不揮発性メ
モリ１７とによってログ構造化ファイルシステム（ＬＳ
ＦＳ）が実現されている。ここで、図２を参照して、ロ
グ構造化ファイルシステム（ＬＳＦＳ）によるディスク
アレイ１８の書き込み制御の原理について説明する。
システム（ＬＳＦＳ）の実現のために使用される作業用
の記憶装置であり、バッテリバックアップされたＤＲＡ
ＭあるいはフラッシュＥＥＰＲＯＭなどから構成されて
いる。ログ構造化ファイルシステム（ＬＳＦＳ）は、Ｒ
ＡＩＤ５構成のディスクアレイ１８に対する書き込み性
能を向上させるために用いられる。本実施形態において
は、ＯＳのファイルシステムには改良を加えず、ＯＳに
組み込んで用いられるドライバプログラムと不揮発性メ
モリ１７とによってログ構造化ファイルシステム（ＬＳ
ＦＳ）が実現されている。ここで、図２を参照して、ロ
グ構造化ファイルシステム（ＬＳＦＳ）によるディスク
アレイ１８の書き込み制御の原理について説明する。
【００１８】ログ構造化ファイルシステム（ＬＳＦＳ）
技術を使用した書き込み方式では、ホスト（本実施形態
ではＯＳのファイルシステム）から書き込み要求された
論理アドレスに従ってデータ書き込み位置を決定するの
ではなく、ホストから書き込み要求された順番で書き込
みデータを順次蓄積することによって複数の書き込みデ
ータのブロックから構成される大きなデータブロックを
構成し、その大きなデータブロックを一括してディスク
アレイ１８の空き領域に上から順番に「まとめ書き」す
る。「まとめ書き」の単位は物理ストライプである。つ
まり、「まとめ書き」の度に１つの空き物理ストライプ
を生成し、そこに１物理ストライプ分のデータブロック
がシーケンシャルに書き込まれる。これにより、ランダ
ムなアクセスをシーケンシャルなアクセスに変換するこ
とが出来、書き込み性能を大幅に向上させることができ
る。
技術を使用した書き込み方式では、ホスト（本実施形態
ではＯＳのファイルシステム）から書き込み要求された
論理アドレスに従ってデータ書き込み位置を決定するの
ではなく、ホストから書き込み要求された順番で書き込
みデータを順次蓄積することによって複数の書き込みデ
ータのブロックから構成される大きなデータブロックを
構成し、その大きなデータブロックを一括してディスク
アレイ１８の空き領域に上から順番に「まとめ書き」す
る。「まとめ書き」の単位は物理ストライプである。つ
まり、「まとめ書き」の度に１つの空き物理ストライプ
を生成し、そこに１物理ストライプ分のデータブロック
がシーケンシャルに書き込まれる。これにより、ランダ
ムなアクセスをシーケンシャルなアクセスに変換するこ
とが出来、書き込み性能を大幅に向上させることができ
る。
【００１９】図２は、ＯＳのファイルシステムを介して
送られて来る書き込みデータのブロックデータサイズが
２ＫＢ、１ストライプユニットのデータサイズが６４Ｋ
Ｂ、１物理ストライプ（パリティグループ）分のデータ
サイズが２５６ＫＢ（＝６４ＫＢ×４）の場合の例であ
る。２ＫＢの書き込みデータブロックは、ＯＳに組み込
んで用いられるＲＡＩＤ高速化ドライバ１００によって
取得され、不揮発性メモリ１７に蓄積される。ＲＡＩＤ
高速化ドライバ１００はログ構造化ファイルシステム
（ＬＳＦＳ）を実現するためのドライバプログラムであ
る。
送られて来る書き込みデータのブロックデータサイズが
２ＫＢ、１ストライプユニットのデータサイズが６４Ｋ
Ｂ、１物理ストライプ（パリティグループ）分のデータ
サイズが２５６ＫＢ（＝６４ＫＢ×４）の場合の例であ
る。２ＫＢの書き込みデータブロックは、ＯＳに組み込
んで用いられるＲＡＩＤ高速化ドライバ１００によって
取得され、不揮発性メモリ１７に蓄積される。ＲＡＩＤ
高速化ドライバ１００はログ構造化ファイルシステム
（ＬＳＦＳ）を実現するためのドライバプログラムであ
る。
【００２０】基本的には、２５６ＫＢ分のデータブロッ
ク（２ＫＢ×１２８個のデータブロック）が不揮発性メ
モリ１７に蓄積された時点で、ＲＡＩＤ高速化ドライバ
１００の制御の下、ディスクアレイ１８の１物理ストラ
イプに対する書き込みが一度にまとめて行われる。この
場合、ＲＡＩＤコントローラ１６は、２５６ＫＢ分の書
き込みデータブロックのみからパリティを生成できるの
で、パリティ計算のために旧データを読み出す等の処理
が不要となり、良く知られたＲＡＩＤ５の書き込みペナ
ルティーを減らすことができる。
ク（２ＫＢ×１２８個のデータブロック）が不揮発性メ
モリ１７に蓄積された時点で、ＲＡＩＤ高速化ドライバ
１００の制御の下、ディスクアレイ１８の１物理ストラ
イプに対する書き込みが一度にまとめて行われる。この
場合、ＲＡＩＤコントローラ１６は、２５６ＫＢ分の書
き込みデータブロックのみからパリティを生成できるの
で、パリティ計算のために旧データを読み出す等の処理
が不要となり、良く知られたＲＡＩＤ５の書き込みペナ
ルティーを減らすことができる。
【００２１】不揮発性メモリ１７には、図１に示されて
いるように、ログメモリ（まとめ書きバッファ）１７
１、アドレス変換テーブル１７２、論理ストライプ管理
テーブル１７３などが搭載されており、メモリ制御部
（図示せず）によってアクセス制御される。
いるように、ログメモリ（まとめ書きバッファ）１７
１、アドレス変換テーブル１７２、論理ストライプ管理
テーブル１７３などが搭載されており、メモリ制御部
（図示せず）によってアクセス制御される。
【００２２】ログメモリ１７１は、書き込みデータブロ
ックを蓄積するためのデータバッファであり、このログ
メモリ１７１に１物理ストライプ分の書き込みデータブ
ロックが蓄積された時点でディスクアレイ１８への一括
書き込みが開始される。すなわち、物理ストライプは
「まとめ書き」の単位であり、ディスクアレイ１８の全
記憶領域の内、ＬＳＦＳ用として生成されたパーティシ
ョン上で一続きの連続した領域から構成される。各物理
ストライプは、ＲＡＩＤコントローラ１６が管理するス
トライプユニットの整数倍のサイズである。
ックを蓄積するためのデータバッファであり、このログ
メモリ１７１に１物理ストライプ分の書き込みデータブ
ロックが蓄積された時点でディスクアレイ１８への一括
書き込みが開始される。すなわち、物理ストライプは
「まとめ書き」の単位であり、ディスクアレイ１８の全
記憶領域の内、ＬＳＦＳ用として生成されたパーティシ
ョン上で一続きの連続した領域から構成される。各物理
ストライプは、ＲＡＩＤコントローラ１６が管理するス
トライプユニットの整数倍のサイズである。
【００２３】アドレス変換テーブル１７２は、ＬＳＦＳ
用として使用されるパーティションの論理アドレス空間
を構成する複数の論理ブロック番号それぞれと、それら
論理ブロック番号で指定されるデータブロックが存在す
るディスクアレイ１８上の物理位置を示す物理ブロック
番号との対応関係を示すアドレス変換情報を記憶する。
ここで、論理ブロック番号とは、ＯＳのファイルシステ
ムから見たときのディスクパーティション上の論理ブロ
ックの番号である。ＯＳのファイルシステムがアクセス
を要求するときのブロック番号は論理ブロック番号であ
り、これは仮想的な論理アドレスである。この論理ブロ
ック番号はアドレス変換テーブル１７２によって物理ブ
ロック番号（ディスクパーティション上の物理的なブロ
ック番号）と対応づけられる。物理ブロック番号×ブロ
ックサイズ（バイト）によって、ディスクパーティショ
ンの先頭位置からのバイトオフセット値が求められる。
用として使用されるパーティションの論理アドレス空間
を構成する複数の論理ブロック番号それぞれと、それら
論理ブロック番号で指定されるデータブロックが存在す
るディスクアレイ１８上の物理位置を示す物理ブロック
番号との対応関係を示すアドレス変換情報を記憶する。
ここで、論理ブロック番号とは、ＯＳのファイルシステ
ムから見たときのディスクパーティション上の論理ブロ
ックの番号である。ＯＳのファイルシステムがアクセス
を要求するときのブロック番号は論理ブロック番号であ
り、これは仮想的な論理アドレスである。この論理ブロ
ック番号はアドレス変換テーブル１７２によって物理ブ
ロック番号（ディスクパーティション上の物理的なブロ
ック番号）と対応づけられる。物理ブロック番号×ブロ
ックサイズ（バイト）によって、ディスクパーティショ
ンの先頭位置からのバイトオフセット値が求められる。
【００２４】アドレス変換テーブル１７２は、論理ブロ
ック番号それぞれに対応する複数のエントリを有してい
る。新たにデータブロックを書き込むときには、書き込
み要求された論理ブロック番号に対応するエントリに
は、そのデータブロックを実際に書き込む物理ブロック
番号（物理アドレス）が登録される。データブロックの
読み出し時には、読み出し要求された論理ブロック番号
に対応するエントリから物理ブロック番号が調べられ、
その物理ブロック番号（物理ブロック番号×ブロックサ
イズ）で指定される、ディスクパーティション上の物理
位置からデータブロックが読み出される。
ック番号それぞれに対応する複数のエントリを有してい
る。新たにデータブロックを書き込むときには、書き込
み要求された論理ブロック番号に対応するエントリに
は、そのデータブロックを実際に書き込む物理ブロック
番号（物理アドレス）が登録される。データブロックの
読み出し時には、読み出し要求された論理ブロック番号
に対応するエントリから物理ブロック番号が調べられ、
その物理ブロック番号（物理ブロック番号×ブロックサ
イズ）で指定される、ディスクパーティション上の物理
位置からデータブロックが読み出される。
【００２５】論理ストライプ管理テーブル１７３は、各
論理ストライプに関する情報を管理するためのものであ
り、それら各論理ストライプの情報はデータ再配置のた
めの処理などに利用される。ここで、論理ストライプと
は、ディスクパーティションの論理アドレス空間を先頭
から１物理ストライプ分のデータブロック個数ごとに区
切った場合の論理ブロックの集合である。例えば、１物
理ストライプが１０個の物理ブロックを含む場合には、
１論理ストライプも１０個の論理ブロックを含むことに
なる。
論理ストライプに関する情報を管理するためのものであ
り、それら各論理ストライプの情報はデータ再配置のた
めの処理などに利用される。ここで、論理ストライプと
は、ディスクパーティションの論理アドレス空間を先頭
から１物理ストライプ分のデータブロック個数ごとに区
切った場合の論理ブロックの集合である。例えば、１物
理ストライプが１０個の物理ブロックを含む場合には、
１論理ストライプも１０個の論理ブロックを含むことに
なる。
【００２６】前述したように、本実施形態の書き込み方
式では、ランダムライトをまとめて１つの連続した領域
としての物理ストライプに書き込む。この結果、ランダ
ムライトした領域についてはＯＳのファイルシステム上
の論理アドレス空間では連続するデータであったとして
も、物理的に離れた別々の物理ストライプに含まれる結
果となる。このように別々な物理ストライプに書き込ま
れたデータに対するシーケンシャルリードは、物理的に
はランダムリードになり効率が悪い。このような状態を
直すためには物理的にも連続にデータが並ぶように定期
的にデータブロックを再配置する必要がある。このデー
タ再配置処理、つまり「シーケンシャルリードを効率よ
く行えることを目的としたデータ並び替え」をここでは
リパック処理と呼ぶことにする。
式では、ランダムライトをまとめて１つの連続した領域
としての物理ストライプに書き込む。この結果、ランダ
ムライトした領域についてはＯＳのファイルシステム上
の論理アドレス空間では連続するデータであったとして
も、物理的に離れた別々の物理ストライプに含まれる結
果となる。このように別々な物理ストライプに書き込ま
れたデータに対するシーケンシャルリードは、物理的に
はランダムリードになり効率が悪い。このような状態を
直すためには物理的にも連続にデータが並ぶように定期
的にデータブロックを再配置する必要がある。このデー
タ再配置処理、つまり「シーケンシャルリードを効率よ
く行えることを目的としたデータ並び替え」をここでは
リパック処理と呼ぶことにする。
【００２７】以下、図３および図４を用いて、第１の実
施形態におけるリパック処理の制御方法について具体的
に説明する。図３はアドレス変換テーブル１７２の一例
を示しており、また図４はリパック制御処理のフローチ
ャートである。
施形態におけるリパック処理の制御方法について具体的
に説明する。図３はアドレス変換テーブル１７２の一例
を示しており、また図４はリパック制御処理のフローチ
ャートである。
【００２８】図３のアドレス変換テーブル１７２は物理
ストライプ（論理ストライプも）が１０個のデータブロ
ックから成る場合を想定している。アドレス変換テーブ
ル１７２は論理ブロック番号をインデックスとする多数
のエントリを含んでおり、各エントリには物理ブロック
番号が登録されている。「−」は、無効なブロック（ま
だデータが１度も書き込まれていないブロック）である
ことを示す。
ストライプ（論理ストライプも）が１０個のデータブロ
ックから成る場合を想定している。アドレス変換テーブ
ル１７２は論理ブロック番号をインデックスとする多数
のエントリを含んでおり、各エントリには物理ブロック
番号が登録されている。「−」は、無効なブロック（ま
だデータが１度も書き込まれていないブロック）である
ことを示す。
【００２９】このアドレス変換テーブル１７２の例で
は、上から１０個の論理ブロック毎に１つの論理ストラ
イプが構成される。例えば、論理ストライプ０は論理ブ
ロック番号０から９の１０個の論理ブロックからなり、
論理ストライプ１は論理ブロック番号１０から１９の１
０個の論理ブロックからなる。即ち、１つの物理ストラ
イプ及び１つの論理ストライプがそれぞれ１０のデータ
ブロックで構成される場合には、 論理ストライプ番号＝論理ブロック番号／１０ 物理ストライプ番号＝物理ブロック番号／１０ の関係が成り立つ。ただし、上記で「／」は整数の割り
算（小数点以下切り捨て）を示す。
は、上から１０個の論理ブロック毎に１つの論理ストラ
イプが構成される。例えば、論理ストライプ０は論理ブ
ロック番号０から９の１０個の論理ブロックからなり、
論理ストライプ１は論理ブロック番号１０から１９の１
０個の論理ブロックからなる。即ち、１つの物理ストラ
イプ及び１つの論理ストライプがそれぞれ１０のデータ
ブロックで構成される場合には、 論理ストライプ番号＝論理ブロック番号／１０ 物理ストライプ番号＝物理ブロック番号／１０ の関係が成り立つ。ただし、上記で「／」は整数の割り
算（小数点以下切り捨て）を示す。
【００３０】論理ストライプ０に着目すると、論理ブロ
ック番号０のデータブロックは物理ブロック番号３０
（物理ストライプ３の先頭データブロック）に記憶さ
れ、同様に論理ブロック番号１のデータブロックは物理
ブロック番号３１（物理ストライプ３の２番目のデータ
ブロック）に、論理ブロック番号２のデータブロックは
物理ブロック番号３２（物理ストライプ３の３番目のデ
ータブロック）に、論理ブロック番号３のデータブロッ
クは物理ブロック番号３３（物理ストライプ３の４番目
のデータブロック）に記憶されていることが分かる。さ
らに、論理ブロック番号６，７，８それぞれに対応する
データブロックは物理ブロック番号１３３，１３４，２
３７にそれぞれ記憶されている。論理ブロック番号４，
５，９は無効ブロックである。
ック番号０のデータブロックは物理ブロック番号３０
（物理ストライプ３の先頭データブロック）に記憶さ
れ、同様に論理ブロック番号１のデータブロックは物理
ブロック番号３１（物理ストライプ３の２番目のデータ
ブロック）に、論理ブロック番号２のデータブロックは
物理ブロック番号３２（物理ストライプ３の３番目のデ
ータブロック）に、論理ブロック番号３のデータブロッ
クは物理ブロック番号３３（物理ストライプ３の４番目
のデータブロック）に記憶されていることが分かる。さ
らに、論理ブロック番号６，７，８それぞれに対応する
データブロックは物理ブロック番号１３３，１３４，２
３７にそれぞれ記憶されている。論理ブロック番号４，
５，９は無効ブロックである。
【００３１】このように、アドレス変換テーブル１７２
を参照することにより、各論理ストライプ毎にそれを構
成する論理ブロックの物理的な分散の度合いを検出する
ことができる。よって、本実施形態においては、アドレ
ス変換テーブル１７２を参照し、各論理ストライプ毎に
それを構成する論理ブロックの物理ブロック番号をチェ
ックしていくことにより、有効ブロック数の割合（＝
α）、隣あう論理ブロックの物理ブロック番号が連続し
ている割合（＝β）を論理ストライプ毎に算出する。こ
のα、βの値によってその論理ストライプをリパック対
象にするか否かが決定される。
を参照することにより、各論理ストライプ毎にそれを構
成する論理ブロックの物理的な分散の度合いを検出する
ことができる。よって、本実施形態においては、アドレ
ス変換テーブル１７２を参照し、各論理ストライプ毎に
それを構成する論理ブロックの物理ブロック番号をチェ
ックしていくことにより、有効ブロック数の割合（＝
α）、隣あう論理ブロックの物理ブロック番号が連続し
ている割合（＝β）を論理ストライプ毎に算出する。こ
のα、βの値によってその論理ストライプをリパック対
象にするか否かが決定される。
【００３２】（α、βの計算例）ここで、α、βの計算
例について説明する。図３において、論理ストライプ０
に着目すると、有効ブロック数は７であるので、論理ス
トライプ０のαは、 α＝７／１０×１００＝７０％ で算出される。このαの値は対象の論理ストライプの容
量使用率を示す。値が小さいほど書き込まれていないブ
ロックが多く、リパック対象から除外すべき（リパック
しても並べ変えるべきブロックが少なく効果が期待でき
ない）と判断できる。
例について説明する。図３において、論理ストライプ０
に着目すると、有効ブロック数は７であるので、論理ス
トライプ０のαは、 α＝７／１０×１００＝７０％ で算出される。このαの値は対象の論理ストライプの容
量使用率を示す。値が小さいほど書き込まれていないブ
ロックが多く、リパック対象から除外すべき（リパック
しても並べ変えるべきブロックが少なく効果が期待でき
ない）と判断できる。
【００３３】論理ストライプ０においては、論理ブロッ
ク０，１，２，３の物理ブロック番号が連続しており、
また論理ブロック６，７の物理ブロック番号が連続して
いる。このため、計９個のブロック境界の中で４つの境
界が物理的に連続していることになる。したがって、論
理ストライプ０のβは、 β＝４／９×１００≒４４％ で算出される。
ク０，１，２，３の物理ブロック番号が連続しており、
また論理ブロック６，７の物理ブロック番号が連続して
いる。このため、計９個のブロック境界の中で４つの境
界が物理的に連続していることになる。したがって、論
理ストライプ０のβは、 β＝４／９×１００≒４４％ で算出される。
【００３４】同様にして、論理ストライプ１については
α＝８０％，β＝２２％、論理ストライプ２については
α＝２０％、β＝０％、論理ストライプ３についてはα
＝９０％、β＝４４％と算出される。
α＝８０％，β＝２２％、論理ストライプ２については
α＝２０％、β＝０％、論理ストライプ３についてはα
＝９０％、β＝４４％と算出される。
【００３５】（リパックの判断）「αが一定値Ａより大
きくて、βが一定値Ｂ以下の場合にリパック対象とす
る」（条件１）を用いて、論理ストライプ毎にリパック
対象とすべきか否かを判定する。ここで、Ａ＝５０％、
Ｂ＝５０％とする。
きくて、βが一定値Ｂ以下の場合にリパック対象とす
る」（条件１）を用いて、論理ストライプ毎にリパック
対象とすべきか否かを判定する。ここで、Ａ＝５０％、
Ｂ＝５０％とする。
【００３６】この場合、論理ストライプ２はαの値が小
さいので上記条件に合わず、リパック不要と判断され
る。「有効ブロックが少なく、並べ替えの効果が期待で
きない」ためである。論理ストライプ０，１，３は上記
条件に合致し、リパック対象と判断される。「有効ブロ
ック数が十分で、かつ連続性が低い」ためにリパック対
象となる。
さいので上記条件に合わず、リパック不要と判断され
る。「有効ブロックが少なく、並べ替えの効果が期待で
きない」ためである。論理ストライプ０，１，３は上記
条件に合致し、リパック対象と判断される。「有効ブロ
ック数が十分で、かつ連続性が低い」ためにリパック対
象となる。
【００３７】なお、実際には、リパック処理が行われる
に従って各論理ストライプのα、βは変化して行くこと
になる。したがって、本実施形態では、リパック対象と
判断された論理ストライプ毎に逐次リパック処理を行
い、次の論理ストライプに関するα、βの算出は、リパ
ック処理終了後に行われる。
に従って各論理ストライプのα、βは変化して行くこと
になる。したがって、本実施形態では、リパック対象と
判断された論理ストライプ毎に逐次リパック処理を行
い、次の論理ストライプに関するα、βの算出は、リパ
ック処理終了後に行われる。
【００３８】（リパック制御処理の手順）以下、図４の
フローチャートを参照して、リパック制御処理の手順に
ついて説明する。このリパック制御処理は、ＲＡＩＤ高
速化ドライバ１００によって行われる。
フローチャートを参照して、リパック制御処理の手順に
ついて説明する。このリパック制御処理は、ＲＡＩＤ高
速化ドライバ１００によって行われる。
【００３９】まず、アドレス変換テーブル１７２がイン
デックス順に参照され、該当する物理ブロック番号の値
が調べられる（ステップＳ１１）。そして、値の小さい
論理ストライプから順に選択し（ステップＳ１２）、そ
の選択した論理ストライプに対して以下の「リパック対
象ストライプ選択処理＆リパック処理（※１）」が実行
される。
デックス順に参照され、該当する物理ブロック番号の値
が調べられる（ステップＳ１１）。そして、値の小さい
論理ストライプから順に選択し（ステップＳ１２）、そ
の選択した論理ストライプに対して以下の「リパック対
象ストライプ選択処理＆リパック処理（※１）」が実行
される。
【００４０】リパック対象ストライプ選択処理＆リパッ
ク処理では、まず、選択された最初の論理ストライプに
関するα，βが算出される（ステップＳ１３）。各論理
ストライプの有効ブロック数の値は、リード参照回数、
ライト回数などの情報と共に論理ストライプ管理テーブ
ル１７３にて論理ストライプ毎に管理されている。論理
ストライプ管理テーブル１７３は、アドレス変換テーブ
ル１７２と一緒に、本計算機システムのシャットダウン
時にはＬＳＦＳ用のディスクパーティション内における
データ領域とは別の領域にセーブされ、本計算機システ
ムのブート時にはそのディスクパーティションから不揮
発性メモリ１７にロードされて使用される。αの値は、
論理ストライプ管理テーブル１７３の有効ブロック数を
基に算出することができる。もちろん、前述したように
アドレス変換テーブル１７２に無効ブロックを示す情報
「−」を登録しておくことにより、アドレス変換テーブ
ル１７２のエントリをサーチするだけでも容易にαを求
めることができる。
ク処理では、まず、選択された最初の論理ストライプに
関するα，βが算出される（ステップＳ１３）。各論理
ストライプの有効ブロック数の値は、リード参照回数、
ライト回数などの情報と共に論理ストライプ管理テーブ
ル１７３にて論理ストライプ毎に管理されている。論理
ストライプ管理テーブル１７３は、アドレス変換テーブ
ル１７２と一緒に、本計算機システムのシャットダウン
時にはＬＳＦＳ用のディスクパーティション内における
データ領域とは別の領域にセーブされ、本計算機システ
ムのブート時にはそのディスクパーティションから不揮
発性メモリ１７にロードされて使用される。αの値は、
論理ストライプ管理テーブル１７３の有効ブロック数を
基に算出することができる。もちろん、前述したように
アドレス変換テーブル１７２に無効ブロックを示す情報
「−」を登録しておくことにより、アドレス変換テーブ
ル１７２のエントリをサーチするだけでも容易にαを求
めることができる。
【００４１】「αが一定値Ａ以下」である場合には（ス
テップＳ１４のＹＥＳ）、現在の論理ストライプはリパ
ック対象から除外される。一方、「αが一定値Ａより大
きい」場合は（ステップＳ１４のＮＯ）、βが一定値Ｂ
以下であるか否かが判定される（ステップＳ１５）。
「αが一定値Ａより大きくて、βが一定値Ｂ以下」であ
る場合には（ステップＳ１５のＹＥＳ）、現在の論理ス
トライプはリパック対象として決定され、その論理スト
ライプに対してリパック処理が実行される（ステップＳ
１６）。リパック処理は、論理ブロック番号が連続する
データブロックが物理的にも連続するように並べ替える
処理である。このリパック処理では、リパック対象の論
理ストライプのデータブロックがディスクアレイ１８か
らログメモリ１７１に読み出される一方、ディスクアレ
イ１８のパーティション上に空き物理ストライプが用意
され、そこに、ログメモリ１７１に読み出されたデータ
ブロックが論理ブロック番号順に一括して書き込まれ
る。
テップＳ１４のＹＥＳ）、現在の論理ストライプはリパ
ック対象から除外される。一方、「αが一定値Ａより大
きい」場合は（ステップＳ１４のＮＯ）、βが一定値Ｂ
以下であるか否かが判定される（ステップＳ１５）。
「αが一定値Ａより大きくて、βが一定値Ｂ以下」であ
る場合には（ステップＳ１５のＹＥＳ）、現在の論理ス
トライプはリパック対象として決定され、その論理スト
ライプに対してリパック処理が実行される（ステップＳ
１６）。リパック処理は、論理ブロック番号が連続する
データブロックが物理的にも連続するように並べ替える
処理である。このリパック処理では、リパック対象の論
理ストライプのデータブロックがディスクアレイ１８か
らログメモリ１７１に読み出される一方、ディスクアレ
イ１８のパーティション上に空き物理ストライプが用意
され、そこに、ログメモリ１７１に読み出されたデータ
ブロックが論理ブロック番号順に一括して書き込まれ
る。
【００４２】次いで全ての論理ストライプについての処
理が完了したかどうかの判定が行われ（ステップＳ１
７）、未処理の論理ストライプがなくなるまで、インデ
ックス順にリパック対象ストライプ選択処理＆リパック
処理が順次行われる。
理が完了したかどうかの判定が行われ（ステップＳ１
７）、未処理の論理ストライプがなくなるまで、インデ
ックス順にリパック対象ストライプ選択処理＆リパック
処理が順次行われる。
【００４３】以上のリパック制御処理は例えば一定期間
毎に自動的に実行してもよいし、システム管理者による
明示的な操作指示に応答して実行するようにしてもよ
い。
毎に自動的に実行してもよいし、システム管理者による
明示的な操作指示に応答して実行するようにしてもよ
い。
【００４４】図６および図７には、図３の論理ストライ
プ３をリパック処理した結果の一例が示されている。図
６は論理ストライプ３に関するリパック前及びリパック
後のアドレス変換テーブル１７２の内容を示しており、
また図７は論理ストライプ３に関するリパック前及びリ
パック後の物理ストライプ上のデータブロックの並びの
様子を示している。
プ３をリパック処理した結果の一例が示されている。図
６は論理ストライプ３に関するリパック前及びリパック
後のアドレス変換テーブル１７２の内容を示しており、
また図７は論理ストライプ３に関するリパック前及びリ
パック後の物理ストライプ上のデータブロックの並びの
様子を示している。
【００４５】リパック前においては、論理ストライプ３
内の９個の有効ブロック（論理ブロック番号３０，３
１，…３８）は３つの物理ストライプ（物理ストライプ
６，１１，１５）に分散して記憶されている。なお、図
７の符号３０〜３８は当該論理ブロック番号のデータを
意味している。この状態で論理ブロック３０〜３８を連
続してリードすると、実際には離れた３つの物理ストラ
イプ６，１１，１５にアクセスする事になり効率が悪
い。この論理ストライプ３に対してリパックを実施す
る。今、ディスクアレイ１８上の空の物理ストライプ１
０を選択したと想定すると、論理ストライプ３の全ての
有効ブロックのデータが３つの物理ストライプ６，１
１，１５からログメモリ１７１に読み出され、これが一
括して物理ストライプ１０に書き込まれる。この場合、
物理ストライプ１０には、９個の有効ブロック全てが論
理ブロック番号順（３０，３１，…３８）に並べて配置
される。そして、これに合わせて、アドレス変換テーブ
ル１７２においては、論理ストライプ３内の９個の有効
ブロック（論理ブロック番号３０，３１，…３８）それ
ぞれの物理ブロック番号が更新される（１００，１０
１，…１０８）。このリパック処理により、論理ブロッ
ク３０〜３８を連続してリードした場合には、物理スト
ライプ１０内のアクセスのみになり効率よいアクセスが
実現される。結果的にシーケンシャルリード性能の向上
が実現できる。
内の９個の有効ブロック（論理ブロック番号３０，３
１，…３８）は３つの物理ストライプ（物理ストライプ
６，１１，１５）に分散して記憶されている。なお、図
７の符号３０〜３８は当該論理ブロック番号のデータを
意味している。この状態で論理ブロック３０〜３８を連
続してリードすると、実際には離れた３つの物理ストラ
イプ６，１１，１５にアクセスする事になり効率が悪
い。この論理ストライプ３に対してリパックを実施す
る。今、ディスクアレイ１８上の空の物理ストライプ１
０を選択したと想定すると、論理ストライプ３の全ての
有効ブロックのデータが３つの物理ストライプ６，１
１，１５からログメモリ１７１に読み出され、これが一
括して物理ストライプ１０に書き込まれる。この場合、
物理ストライプ１０には、９個の有効ブロック全てが論
理ブロック番号順（３０，３１，…３８）に並べて配置
される。そして、これに合わせて、アドレス変換テーブ
ル１７２においては、論理ストライプ３内の９個の有効
ブロック（論理ブロック番号３０，３１，…３８）それ
ぞれの物理ブロック番号が更新される（１００，１０
１，…１０８）。このリパック処理により、論理ブロッ
ク３０〜３８を連続してリードした場合には、物理スト
ライプ１０内のアクセスのみになり効率よいアクセスが
実現される。結果的にシーケンシャルリード性能の向上
が実現できる。
【００４６】また、このようにリパック対象の論理スト
ライプ毎に新しい物理ストライプを生成し、そこにリパ
ック対象の論理ストライプに含まれるデータブロックを
論理ブロック番号順に並べて配置する事により、リパッ
ク処理を繰り返すことにより、物理的なデータの並びが
論理的なデータの並びに近づくようになる。さらに、論
理ストライプ単位でも物理的に連続するように配置すれ
ば、物理ストライプ境界においてもデータブロックの連
続性を実現することが可能となる。なお、リパック処理
において、論理ブロック番号順に並べることが最も好ま
しいが、リパック対象の論理ストライプに属するデータ
ブロック全てを同一の物理ストライプに収容するだけで
も、リード性能を高めることができることはもちろんで
ある。
ライプ毎に新しい物理ストライプを生成し、そこにリパ
ック対象の論理ストライプに含まれるデータブロックを
論理ブロック番号順に並べて配置する事により、リパッ
ク処理を繰り返すことにより、物理的なデータの並びが
論理的なデータの並びに近づくようになる。さらに、論
理ストライプ単位でも物理的に連続するように配置すれ
ば、物理ストライプ境界においてもデータブロックの連
続性を実現することが可能となる。なお、リパック処理
において、論理ブロック番号順に並べることが最も好ま
しいが、リパック対象の論理ストライプに属するデータ
ブロック全てを同一の物理ストライプに収容するだけで
も、リード性能を高めることができることはもちろんで
ある。
【００４７】また、「βが一定値以下の場合に、リパッ
ク対象とする」という条件を追加し、βのみから、リパ
ック対象の論理ストライプを選択しても良い。
ク対象とする」という条件を追加し、βのみから、リパ
ック対象の論理ストライプを選択しても良い。
【００４８】（リード参照回数に基づくリパック選択処
理）次に、図８および図９を参照して、リパック処理の
第２の実施形態について説明する。ここでは、論理スト
ライプ毎にリード参照回数を管理し、リード参照回数が
一定値以上になった論理ストライプに対して優先的に
「リパック対象ストライプ選択処理」が実行される。各
論理ストライプのリード参照回数の値とは、その論理ス
トライプに関する最後のリパック対象ストライプ選択処
理が行われた後のリード参照回数を意味する。このた
め、各論理ストライプのリード参照回数の値は、その論
理ストライプのリパック対象ストライプ選択処理が行わ
れる度に０クリアされる。なお、一度もリパック選択処
理の対象になっていない論理ストライプの場合には「パ
ーティション生成時点以降のリード参照回数」となる。
理）次に、図８および図９を参照して、リパック処理の
第２の実施形態について説明する。ここでは、論理スト
ライプ毎にリード参照回数を管理し、リード参照回数が
一定値以上になった論理ストライプに対して優先的に
「リパック対象ストライプ選択処理」が実行される。各
論理ストライプのリード参照回数の値とは、その論理ス
トライプに関する最後のリパック対象ストライプ選択処
理が行われた後のリード参照回数を意味する。このた
め、各論理ストライプのリード参照回数の値は、その論
理ストライプのリパック対象ストライプ選択処理が行わ
れる度に０クリアされる。なお、一度もリパック選択処
理の対象になっていない論理ストライプの場合には「パ
ーティション生成時点以降のリード参照回数」となる。
【００４９】図８はデータブロックリード時にＲＡＩＤ
高速化ドライバ１００によって実行される処理手順を示
すフローチャートである。ここでは、論理ストライプ毎
にリード参照カウンタを用意し、そのリード参照カウン
タを用いて各論理ストライプのリード参照回数を管理す
る場合を想定する。Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅｄ＿Ｓｔｒｉｐ
ｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］が「リード参照カウンタ」のテー
ブルであり、論理ストライプ番号をインデックスとし
て、「リード参照カウンタ値」を値として持つ。パーテ
ィション生成時には０で初期化する。
高速化ドライバ１００によって実行される処理手順を示
すフローチャートである。ここでは、論理ストライプ毎
にリード参照カウンタを用意し、そのリード参照カウン
タを用いて各論理ストライプのリード参照回数を管理す
る場合を想定する。Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅｄ＿Ｓｔｒｉｐ
ｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］が「リード参照カウンタ」のテー
ブルであり、論理ストライプ番号をインデックスとし
て、「リード参照カウンタ値」を値として持つ。パーテ
ィション生成時には０で初期化する。
【００５０】図８に示すように、データブロックリード
時には、まず、ＯＳのファイルシステムからリード要求
された論理ブロック番号から、それが属する論理ストラ
イプ番号Ｌが求められる（ステップＳ２１）。リード対
象の論理ブロック番号をＶｎ、各論理ストライプ内のブ
ロック総数をＮｂとすると、Ｌは、 Ｌ＝Ｖｎ／Ｎｂ で与えられる。
時には、まず、ＯＳのファイルシステムからリード要求
された論理ブロック番号から、それが属する論理ストラ
イプ番号Ｌが求められる（ステップＳ２１）。リード対
象の論理ブロック番号をＶｎ、各論理ストライプ内のブ
ロック総数をＮｂとすると、Ｌは、 Ｌ＝Ｖｎ／Ｎｂ で与えられる。
【００５１】次いで、Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅｄ＿Ｓｔｒｉ
ｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［Ｌ］＋＋として、対象の論理ブロッ
クが属する論理ストライプＬの「リード参照カウンタ」
をインクリメントする（ステップＳ２２）。その後は、
通常のリード処理が行われる（ステップＳ２３，Ｓ２
４）。すなわち、アドレス変換テーブル１７２を参照し
て、論理ブロック番号Ｖｎに対応する物理ブロック番号
Ｐｎが求められ（ステップＳ２３）、そしてＰｎ×ブロ
ックサイズで与えられるディスクアドレスにより指定さ
れるディスクパーティション上の物理位置から、該当す
るデータブロックがＲＡＩＤコントローラ１６を通じて
読み出される（ステップＳ２４）。
ｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［Ｌ］＋＋として、対象の論理ブロッ
クが属する論理ストライプＬの「リード参照カウンタ」
をインクリメントする（ステップＳ２２）。その後は、
通常のリード処理が行われる（ステップＳ２３，Ｓ２
４）。すなわち、アドレス変換テーブル１７２を参照し
て、論理ブロック番号Ｖｎに対応する物理ブロック番号
Ｐｎが求められ（ステップＳ２３）、そしてＰｎ×ブロ
ックサイズで与えられるディスクアドレスにより指定さ
れるディスクパーティション上の物理位置から、該当す
るデータブロックがＲＡＩＤコントローラ１６を通じて
読み出される（ステップＳ２４）。
【００５２】図９はリパック処理時にＲＡＩＤ高速ドラ
イバ１００によって実行される処理のフローチャートで
ある。図４ではアドレス変換テーブル１７２の内容をイ
ンデックスの順番に参照していたが、ここでは、Ｒｅｆ
ｅｒｅｎｃｅｄ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］を使
い、リード参照回数が多い論理ストライプに対して前述
のα，βを用いた「リパック対象ストライプ選択処理」
が行われる。
イバ１００によって実行される処理のフローチャートで
ある。図４ではアドレス変換テーブル１７２の内容をイ
ンデックスの順番に参照していたが、ここでは、Ｒｅｆ
ｅｒｅｎｃｅｄ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］を使
い、リード参照回数が多い論理ストライプに対して前述
のα，βを用いた「リパック対象ストライプ選択処理」
が行われる。
【００５３】すなわち、まず、論理ストライプ番号を
「リード参照カウンタ」の値で降順にソートして、リー
ド参照カウンタの値が大きな論理ストライプからリパッ
ク対象ストライプの選択処理を行うようにする（ステッ
プＳ３１）。またステップＳ３１では、新たな配列Ａ
［ ］が作られる。配列Ａ［ ］の各エントリは２つの
メンバＬｏｇｉｃａｌ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ、およびＲ
ｅｆｅｒｅｎｃｅ＿Ｃｏｕｎｔから成り、Ｃ言語で表記
すると、 Ａ［ ］．Ｌｏｇｉｃａｌ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ Ａ［ ］．Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ＿Ｃｏｕｎｔ のように表される。Ａ［ ］．Ｌｏｇｉｃａｌ＿Ｓｔｒ
ｉｐｅ＿ＩＤは論理ストライプ番号（Ｒｅｆｅｒｅｎｃ
ｅｄ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］のインデックス
に相当する値）を示し、Ａ［ ］．Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ
＿Ｃｏｕｎｔはリード参照回数を示す。Ｒｅｆｅｒｅｎ
ｃｅｄ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］に登録されて
いる値をソートする事により、「リード参照カウンタ」
の値が大きい順にその値と、その論理ストライプの番号
とが上記配列Ａの上記２つのメンバにそれぞれセットさ
れる。
「リード参照カウンタ」の値で降順にソートして、リー
ド参照カウンタの値が大きな論理ストライプからリパッ
ク対象ストライプの選択処理を行うようにする（ステッ
プＳ３１）。またステップＳ３１では、新たな配列Ａ
［ ］が作られる。配列Ａ［ ］の各エントリは２つの
メンバＬｏｇｉｃａｌ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ、およびＲ
ｅｆｅｒｅｎｃｅ＿Ｃｏｕｎｔから成り、Ｃ言語で表記
すると、 Ａ［ ］．Ｌｏｇｉｃａｌ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ Ａ［ ］．Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ＿Ｃｏｕｎｔ のように表される。Ａ［ ］．Ｌｏｇｉｃａｌ＿Ｓｔｒ
ｉｐｅ＿ＩＤは論理ストライプ番号（Ｒｅｆｅｒｅｎｃ
ｅｄ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］のインデックス
に相当する値）を示し、Ａ［ ］．Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ
＿Ｃｏｕｎｔはリード参照回数を示す。Ｒｅｆｅｒｅｎ
ｃｅｄ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］に登録されて
いる値をソートする事により、「リード参照カウンタ」
の値が大きい順にその値と、その論理ストライプの番号
とが上記配列Ａの上記２つのメンバにそれぞれセットさ
れる。
【００５４】その後、配列Ａ［ ］に登録された順番に
エントリを参照し、リード参照カウンタ「Ａ［ ］．Ｒ
ｅｆｅｒｅｎｃｅ＿Ｃｏｕｎｔ」が一定値Ｃ以上の論理
ストライプがある限り「リパック対象ストライプ選択処
理＆リパック処理（図４の※１の処理）」を行う。すな
わち、まず最初に、ｎ＝０として、最もリード参照回数
の多い論理ストライプ（Ｌ0＝Ａ［0］．Ｌｏｇｉｃａｌ
＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ）に着目し（ステップＳ３２，Ｓ
３３）、そのリード参照カウント（Ａ［0］．Ｒｅｆｅ
ｒｅｎｃｅ＿Ｃｏｕｎｔ）が一定値Ｃ以下であるか否か
を判断する（ステップＳ３４）。一定値Ｃよりもリード
参照回数が多い場合には、α，βに基づく前述のリパッ
ク対象ストライプ選択処理＆リパック処理が実行される
（ステップＳ３５）。リパック処理対象として選択され
たか否かにかかわらず、該当する論理ストライプのリー
ド参照カウンタは、リパック対象ストライプ選別処理の
際に０クリアされる（ステップＳ３６）。
エントリを参照し、リード参照カウンタ「Ａ［ ］．Ｒ
ｅｆｅｒｅｎｃｅ＿Ｃｏｕｎｔ」が一定値Ｃ以上の論理
ストライプがある限り「リパック対象ストライプ選択処
理＆リパック処理（図４の※１の処理）」を行う。すな
わち、まず最初に、ｎ＝０として、最もリード参照回数
の多い論理ストライプ（Ｌ0＝Ａ［0］．Ｌｏｇｉｃａｌ
＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ）に着目し（ステップＳ３２，Ｓ
３３）、そのリード参照カウント（Ａ［0］．Ｒｅｆｅ
ｒｅｎｃｅ＿Ｃｏｕｎｔ）が一定値Ｃ以下であるか否か
を判断する（ステップＳ３４）。一定値Ｃよりもリード
参照回数が多い場合には、α，βに基づく前述のリパッ
ク対象ストライプ選択処理＆リパック処理が実行される
（ステップＳ３５）。リパック処理対象として選択され
たか否かにかかわらず、該当する論理ストライプのリー
ド参照カウンタは、リパック対象ストライプ選別処理の
際に０クリアされる（ステップＳ３６）。
【００５５】この後、ｎ＋１として、２番目にリード参
照回数の多い論理ストライプ（Ｌ1＝Ａ［1］．Ｌｏｇｉ
ｃａｌ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ）に着目し（ステップＳ３
７，Ｓ３８，Ｓ３３）、そのリード参照カウンタ（Ａ
［1］．Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ＿Ｃｏｕｎｔ）が一定値Ｃ
以下であるか否かを判断する（ステップＳ３４）。
照回数の多い論理ストライプ（Ｌ1＝Ａ［1］．Ｌｏｇｉ
ｃａｌ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ）に着目し（ステップＳ３
７，Ｓ３８，Ｓ３３）、そのリード参照カウンタ（Ａ
［1］．Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ＿Ｃｏｕｎｔ）が一定値Ｃ
以下であるか否かを判断する（ステップＳ３４）。
【００５６】リード参照カウンタ「Ａ［n］．Ｒｅｆｅ
ｒｅｎｃｅ＿Ｃｏｕｎｔ」が一定値Ｃ以下の論理ストラ
イプが出現した時点で（ステップＳ３４のＹＥＳ）、処
理が終了される。よって、リード参照回数の多い論理ス
トライプを優先してリパック対象にする事ができる。ま
たリード参照カウンタ「Ａ［ ］．Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ
＿Ｃｏｕｎｔ」が一定値Ｃ以上の論理ストライプに対し
てのみリパック対象ストライプ選択処理」を行えばよい
ので、その処理に要する負荷を低減することが可能とな
る。
ｒｅｎｃｅ＿Ｃｏｕｎｔ」が一定値Ｃ以下の論理ストラ
イプが出現した時点で（ステップＳ３４のＹＥＳ）、処
理が終了される。よって、リード参照回数の多い論理ス
トライプを優先してリパック対象にする事ができる。ま
たリード参照カウンタ「Ａ［ ］．Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ
＿Ｃｏｕｎｔ」が一定値Ｃ以上の論理ストライプに対し
てのみリパック対象ストライプ選択処理」を行えばよい
ので、その処理に要する負荷を低減することが可能とな
る。
【００５７】（書き込み回数に基づくリパック選択処
理）次に、図１０および図１１を参照して、リパック処
理の第３の実施形態について説明する。ここでは、論理
ストライプ毎にそれに属する論理ブロックの書き込み回
数を管理し、書き込み回数が一定値以上になった論理ス
トライプに対して優先的に「リパック対象ストライプ選
択処理」が実行される。各論理ストライプの書き込み回
数の値とは、その論理ストライプに関する最後のリパッ
ク対象ストライプ選択処理が行われた後の書き込み回数
を意味する。このため、各論理ストライプの書き込み回
数の値は、その論理ストライプのリパック対象ストライ
プ選択処理が行われる度に０クリアされる。なお、一度
もリパック選択処理の対象になっていない論理ストライ
プの場合には「パーティション生成時点以降の書き込み
回数」となる。
理）次に、図１０および図１１を参照して、リパック処
理の第３の実施形態について説明する。ここでは、論理
ストライプ毎にそれに属する論理ブロックの書き込み回
数を管理し、書き込み回数が一定値以上になった論理ス
トライプに対して優先的に「リパック対象ストライプ選
択処理」が実行される。各論理ストライプの書き込み回
数の値とは、その論理ストライプに関する最後のリパッ
ク対象ストライプ選択処理が行われた後の書き込み回数
を意味する。このため、各論理ストライプの書き込み回
数の値は、その論理ストライプのリパック対象ストライ
プ選択処理が行われる度に０クリアされる。なお、一度
もリパック選択処理の対象になっていない論理ストライ
プの場合には「パーティション生成時点以降の書き込み
回数」となる。
【００５８】論理ストライプは、それを構成する論理ブ
ロックに対して書き込みが行われると、物理的に不連続
になる可能性が生じる。これは、ＬＳＦＳでは、物理ス
トライプ単位で追記処理が行われ、新たに書き込まれた
物理ストライプに含まれるデータブロックに対応する別
の物理ストライプ上の旧データブロックは無効化される
からである。したがって、書き込み回数の多い論理スト
ライプほど、その論理ブロックが存在する物理位置が分
散されている可能性が高くなると考えられる。よって、
書き込み回数の多い論理ストライプを優先的にリパック
処理の候補にする事により、効率のよいリパック処理を
実現できる。
ロックに対して書き込みが行われると、物理的に不連続
になる可能性が生じる。これは、ＬＳＦＳでは、物理ス
トライプ単位で追記処理が行われ、新たに書き込まれた
物理ストライプに含まれるデータブロックに対応する別
の物理ストライプ上の旧データブロックは無効化される
からである。したがって、書き込み回数の多い論理スト
ライプほど、その論理ブロックが存在する物理位置が分
散されている可能性が高くなると考えられる。よって、
書き込み回数の多い論理ストライプを優先的にリパック
処理の候補にする事により、効率のよいリパック処理を
実現できる。
【００５９】図１０はデータ書き込み時にＲＡＩＤ高速
化ドライバ１００によって実行される処理手順を示すフ
ローチャートである。ここでは、論理ストライプ毎に書
き込み回数カウンタを用意し、その書き込み回数カウン
タを用いて各論理ストライプの書き込み回数を管理する
場合を想定する。Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿Ｔ
ａｂｌｅ［ ］が「書き込み回数カウンタ」のテーブル
であり、論理ストライプ番号をインデックスとして、
「書き込み回数カウンタ値」を値として持つ。パーティ
ション生成時には０で初期化する。
化ドライバ１００によって実行される処理手順を示すフ
ローチャートである。ここでは、論理ストライプ毎に書
き込み回数カウンタを用意し、その書き込み回数カウン
タを用いて各論理ストライプの書き込み回数を管理する
場合を想定する。Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿Ｔ
ａｂｌｅ［ ］が「書き込み回数カウンタ」のテーブル
であり、論理ストライプ番号をインデックスとして、
「書き込み回数カウンタ値」を値として持つ。パーティ
ション生成時には０で初期化する。
【００６０】図１０に示すように、ログメモリ１７１に
１物理ストライプ分のデータブロックが蓄積されると、
その１物理ストライプ分のデータブロックが書き込み対
象の物理ストライプに一括して書き込まれる（ステップ
Ｓ４１）。次いで、ライトしたデータブロック毎にそれ
が属する論理ストライプ番号Ｌが求められる（ステップ
Ｓ４２）。各データブロックの論理ブロック番号をＶ
ｎ、論理ストライプ内のブロック総数をＮｂとすると、
論理ストライプ番号Ｌは、 Ｌ＝Ｖｎ／Ｎｂ で与えられる。
１物理ストライプ分のデータブロックが蓄積されると、
その１物理ストライプ分のデータブロックが書き込み対
象の物理ストライプに一括して書き込まれる（ステップ
Ｓ４１）。次いで、ライトしたデータブロック毎にそれ
が属する論理ストライプ番号Ｌが求められる（ステップ
Ｓ４２）。各データブロックの論理ブロック番号をＶ
ｎ、論理ストライプ内のブロック総数をＮｂとすると、
論理ストライプ番号Ｌは、 Ｌ＝Ｖｎ／Ｎｂ で与えられる。
【００６１】この後、Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｓｔｒｉｐｅ
＿Ｔａｂｌｅ［Ｌ］＋＋として、対象の論理ブロックが
属する論理ストライプの「書き込み回数カウンタ」をイ
ンクリメントする（ステップＳ４３）。その後は、通常
のライト処理の一環として、ライトしたデータブロック
毎にその論理ブロック番号Ｖｎに対応するアドレス変換
テーブル１７２のエントリに対して、実際に書き込みを
行った物理ブロック番号Ｐｎがセットされる（ステップ
Ｓ４４）。なお、上述したステップＳ４１〜Ｓ４４は物
理ストライプ中の全ブロックに対して実行される。
＿Ｔａｂｌｅ［Ｌ］＋＋として、対象の論理ブロックが
属する論理ストライプの「書き込み回数カウンタ」をイ
ンクリメントする（ステップＳ４３）。その後は、通常
のライト処理の一環として、ライトしたデータブロック
毎にその論理ブロック番号Ｖｎに対応するアドレス変換
テーブル１７２のエントリに対して、実際に書き込みを
行った物理ブロック番号Ｐｎがセットされる（ステップ
Ｓ４４）。なお、上述したステップＳ４１〜Ｓ４４は物
理ストライプ中の全ブロックに対して実行される。
【００６２】図１１はリパック処理時にＲＡＩＤ高速ド
ライバ１００によって実行される処理のフローチャート
である。図４ではアドレス変換テーブル１７２の内容を
インデックスの順番に参照していたが、ここでは、Ｍｏ
ｄｉｆｉｅｄ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］を使
い、書き込み回数が多い論理ストライプに対して前述の
α，βを用いた「リパック対象ストライプ選択処理」が
行われる。
ライバ１００によって実行される処理のフローチャート
である。図４ではアドレス変換テーブル１７２の内容を
インデックスの順番に参照していたが、ここでは、Ｍｏ
ｄｉｆｉｅｄ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］を使
い、書き込み回数が多い論理ストライプに対して前述の
α，βを用いた「リパック対象ストライプ選択処理」が
行われる。
【００６３】すなわち、まず、論理ストライプ番号を
「書き込み回数カウンタ」の値で降順にソートして、書
き込み回数カウンタの値が大きな論理ストライプからリ
パック対象ストライプ選択処理を行うようにする（ステ
ップＳ５１）。またステップＳ５１では、新たな配列Ａ
［ ］が作られる。配列Ａ［ ］の各エントリは２つの
メンバＬｏｇｉｃａｌ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ、およびＭ
ｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｃｏｕｎｔから成り、Ｃ言語で表記す
ると、 Ａ［ ］．Ｌｏｇｉｃａｌ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ Ａ［ ］．Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｃｏｕｎｔ のように表される。Ａ［ ］．Ｌｏｇｉｃａｌ＿Ｓｔｒ
ｉｐｅ＿ＩＤは論理ストライプ番号（Ｍｏｄｉｆｉｅｄ
＿Ｓｔｒｉｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］のインデックスに相
当する値）を示し、Ａ［ ］．Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｃｏ
ｕｎｔは書き込み回数を示す。Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｓｔ
ｒｉｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］に登録されている値をソー
トする事により、「書き込み回数カウンタ」の値が大き
い順にその値と、その論理ストライプの番号とが上記配
列Ａの上記２つのメンバにそれぞれセットされる。
「書き込み回数カウンタ」の値で降順にソートして、書
き込み回数カウンタの値が大きな論理ストライプからリ
パック対象ストライプ選択処理を行うようにする（ステ
ップＳ５１）。またステップＳ５１では、新たな配列Ａ
［ ］が作られる。配列Ａ［ ］の各エントリは２つの
メンバＬｏｇｉｃａｌ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ、およびＭ
ｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｃｏｕｎｔから成り、Ｃ言語で表記す
ると、 Ａ［ ］．Ｌｏｇｉｃａｌ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ Ａ［ ］．Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｃｏｕｎｔ のように表される。Ａ［ ］．Ｌｏｇｉｃａｌ＿Ｓｔｒ
ｉｐｅ＿ＩＤは論理ストライプ番号（Ｍｏｄｉｆｉｅｄ
＿Ｓｔｒｉｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］のインデックスに相
当する値）を示し、Ａ［ ］．Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｃｏ
ｕｎｔは書き込み回数を示す。Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｓｔ
ｒｉｐｅ＿Ｔａｂｌｅ［ ］に登録されている値をソー
トする事により、「書き込み回数カウンタ」の値が大き
い順にその値と、その論理ストライプの番号とが上記配
列Ａの上記２つのメンバにそれぞれセットされる。
【００６４】その後、配列Ａ［ ］に登録された順番に
エントリを参照し、書き込み回数カウンタ「Ａ［ ］．
Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｃｏｕｎｔ」が一定値Ｄ以上の論理
ストライプがある限り「リパック対象ストライプ選択処
理＆リパック処理（図４の※１の処理）」を行う。すな
わち、まず最初に、ｎ＝０として、最も書き込み回数の
多い論理ストライプ（Ｌ0＝Ａ［0］．Ｌｏｇｉｃａｌ＿
Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ）に着目し（ステップＳ５２，Ｓ５
３）、その書き込み回数カウンタ（Ａ［0］．Ｍｏｄｉ
ｆｉｅｄ＿Ｃｏｕｎｔ）が一定値Ｄ以下であるか否かを
判断する（ステップＳ５４）。一定値Ｄよりも書き込み
回数が多い場合には、α，βに基づく前述のリパック対
象ストライプ選択処理＆リパック処理が実行される（ス
テップＳ５５）。リパック処理対象として選択されたか
否かにかかわらず、該当する論理ストライプの書き込み
回数カウンタは、リパック対象ストライプ選別処理の際
に０クリアされる（ステップＳ５５）。
エントリを参照し、書き込み回数カウンタ「Ａ［ ］．
Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｃｏｕｎｔ」が一定値Ｄ以上の論理
ストライプがある限り「リパック対象ストライプ選択処
理＆リパック処理（図４の※１の処理）」を行う。すな
わち、まず最初に、ｎ＝０として、最も書き込み回数の
多い論理ストライプ（Ｌ0＝Ａ［0］．Ｌｏｇｉｃａｌ＿
Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ）に着目し（ステップＳ５２，Ｓ５
３）、その書き込み回数カウンタ（Ａ［0］．Ｍｏｄｉ
ｆｉｅｄ＿Ｃｏｕｎｔ）が一定値Ｄ以下であるか否かを
判断する（ステップＳ５４）。一定値Ｄよりも書き込み
回数が多い場合には、α，βに基づく前述のリパック対
象ストライプ選択処理＆リパック処理が実行される（ス
テップＳ５５）。リパック処理対象として選択されたか
否かにかかわらず、該当する論理ストライプの書き込み
回数カウンタは、リパック対象ストライプ選別処理の際
に０クリアされる（ステップＳ５５）。
【００６５】この後、ｎ＋１として、２番目に書き込み
回数の多い論理ストライプ（Ｌ1＝Ａ［1］．Ｌｏｇｉｃ
ａｌ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ）に着目し（ステップＳ５
７，Ｓ５８，Ｓ５３）、その書き込み回数カウント（Ａ
［1］．Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｃｏｕｎｔ）が一定値Ｄ以
下であるか否かを判断する（ステップＳ５４）。
回数の多い論理ストライプ（Ｌ1＝Ａ［1］．Ｌｏｇｉｃ
ａｌ＿Ｓｔｒｉｐｅ＿ＩＤ）に着目し（ステップＳ５
７，Ｓ５８，Ｓ５３）、その書き込み回数カウント（Ａ
［1］．Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｃｏｕｎｔ）が一定値Ｄ以
下であるか否かを判断する（ステップＳ５４）。
【００６６】書き込み回数カウンタ「Ａ［n］．Ｍｏｄ
ｉｆｉｅｄ＿Ｃｏｕｎｔ」が一定値Ｄ以下の論理ストラ
イプが出現した時点で（ステップＳ５４のＹＥＳ）、処
理が終了される。よって、書き込み回数の多い論理スト
ライプを優先してリパック対象にする事ができる。また
書き込みカウンタ「Ａ［ ］．Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｃｏ
ｕｎｔ」が一定値Ｄ以上の論理ストライプに対してのみ
リパック対象ストライプ選択処理」を行えばよいので、
その処理に要する負荷を低減することが可能となる。
ｉｆｉｅｄ＿Ｃｏｕｎｔ」が一定値Ｄ以下の論理ストラ
イプが出現した時点で（ステップＳ５４のＹＥＳ）、処
理が終了される。よって、書き込み回数の多い論理スト
ライプを優先してリパック対象にする事ができる。また
書き込みカウンタ「Ａ［ ］．Ｍｏｄｉｆｉｅｄ＿Ｃｏ
ｕｎｔ」が一定値Ｄ以上の論理ストライプに対してのみ
リパック対象ストライプ選択処理」を行えばよいので、
その処理に要する負荷を低減することが可能となる。
【００６７】なお、上記第２、第３の実施形態ではリー
ド参照回数の値、書き込み回数の値をそれぞれ考慮して
第１実施形態のα、βに基づくリパック対象選択処理を
優先して行うべき論理ストライプを決定するようにした
が、リード参照回数の値、書き込み回数の値の制御のみ
で、リパック対象の論理ストライプを決定したり、ある
いはリード参照回数の値と書き込み回数の値の双方を用
いてリパック対象の論理ストライプを決定する場合であ
っても十分な効果を得ることができる。
ド参照回数の値、書き込み回数の値をそれぞれ考慮して
第１実施形態のα、βに基づくリパック対象選択処理を
優先して行うべき論理ストライプを決定するようにした
が、リード参照回数の値、書き込み回数の値の制御のみ
で、リパック対象の論理ストライプを決定したり、ある
いはリード参照回数の値と書き込み回数の値の双方を用
いてリパック対象の論理ストライプを決定する場合であ
っても十分な効果を得ることができる。
【００６８】以上、本実施形態はＲＡＩＤ構成のディス
クアレイに対する適用が最も効果的であるが、ログ構造
化書き込み方式を利用したディスク制御システムであれ
ば、一つのディスクドライブから構成されるディスク装
置の制御に対しても同様にして適用することができる。
クアレイに対する適用が最も効果的であるが、ログ構造
化書き込み方式を利用したディスク制御システムであれ
ば、一つのディスクドライブから構成されるディスク装
置の制御に対しても同様にして適用することができる。
【００６９】また、ＲＡＩＤ高速化ドライバ１００の処
理手順を含むコンピュータプログラムをコンピュータ読
み取り可能な記録媒体に記録しておくことにより、その
コンピュータプログラムを記録媒体を通じて通常の計算
機システムに導入するだけで本実施形態と同様の効果を
得ることができる。
理手順を含むコンピュータプログラムをコンピュータ読
み取り可能な記録媒体に記録しておくことにより、その
コンピュータプログラムを記録媒体を通じて通常の計算
機システムに導入するだけで本実施形態と同様の効果を
得ることができる。
【００７０】また、本発明は、上記実施形態に限定され
るものではなく、実施段階ではその要旨を逸脱しない範
囲で種々に変形することが可能である。更に、上記実施
形態には種々の段階の発明が含まれており、開示される
複数の構成要件における適宜な組み合わせにより種々の
発明が抽出され得る。例えば、実施形態に示される全構
成要件から幾つかの構成要件が削除されても、発明が解
決しようとする課題の欄で述べた課題が解決でき、発明
の効果の欄で述べられている効果が得られる場合には、
この構成要件が削除された構成が発明として抽出され得
る。
るものではなく、実施段階ではその要旨を逸脱しない範
囲で種々に変形することが可能である。更に、上記実施
形態には種々の段階の発明が含まれており、開示される
複数の構成要件における適宜な組み合わせにより種々の
発明が抽出され得る。例えば、実施形態に示される全構
成要件から幾つかの構成要件が削除されても、発明が解
決しようとする課題の欄で述べた課題が解決でき、発明
の効果の欄で述べられている効果が得られる場合には、
この構成要件が削除された構成が発明として抽出され得
る。
【００７１】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
効率よくデータの並べ替え処理を行えるようになり、少
ない負荷で、読み出し性能の向上を図ることが可能とな
る。特に、有効ブロック数の割合と、論理ブロック番号
が隣り合うブロックの物理ブロック番号が連続している
割合とを使用することにより、並べ替えが必要な論理ス
トライプを効率よく選定することができる。
効率よくデータの並べ替え処理を行えるようになり、少
ない負荷で、読み出し性能の向上を図ることが可能とな
る。特に、有効ブロック数の割合と、論理ブロック番号
が隣り合うブロックの物理ブロック番号が連続している
割合とを使用することにより、並べ替えが必要な論理ス
トライプを効率よく選定することができる。
【図１】本発明の一実施形態に係る計算機システムの構
成を示すブロック図。
成を示すブロック図。
【図２】同実施形態の計算機システムに設けられたディ
スク装置に対する書き込み処理の原理を説明するための
図。
スク装置に対する書き込み処理の原理を説明するための
図。
【図３】同実施形態の計算機システムに設けられたアド
レス変換テーブルの内容の一例を示す図。
レス変換テーブルの内容の一例を示す図。
【図４】同実施形態の計算機システムで実行されるリパ
ック制御処理の手順を示すフローチャート。
ック制御処理の手順を示すフローチャート。
【図５】同実施形態の計算機システムに設けられた論理
ストライプ管理テーブルの構成を示す図。
ストライプ管理テーブルの構成を示す図。
【図６】同実施形態の計算機システムにおけるリパック
処理前とリパック処理後のアドレス変換テーブルの内容
の変化の様子を示す図。
処理前とリパック処理後のアドレス変換テーブルの内容
の変化の様子を示す図。
【図７】同実施形態の計算機システムにおけるリパック
処理前とリパック処理後の物理的なデータの並びの変化
の様子を示す図。
処理前とリパック処理後の物理的なデータの並びの変化
の様子を示す図。
【図８】同実施形態の計算機システムにおけるデータリ
ード時の処理手順を示すフローチャート。
ード時の処理手順を示すフローチャート。
【図９】同実施形態の計算機システムで実行されるリパ
ック制御処理の第２の手順を示すフローチャート。
ック制御処理の第２の手順を示すフローチャート。
【図１０】同実施形態の計算機システムにおけるデータ
ライト時の処理手順を示すフローチャート。
ライト時の処理手順を示すフローチャート。
【図１１】同実施形態の計算機システムで実行されるリ
パック制御処理の第３の手順を示すフローチャート。
パック制御処理の第３の手順を示すフローチャート。
１１…ＣＰＵ
１２…ブリッジ
１３…主メモリ
１６…ＲＡＩＤコントローラ
１７…不揮発性メモリ
１８…ディスクアレイ
１７１…ログメモリ
１７２…アドレス変換テーブル
１７３…論理ストライプ管理テーブル
Claims (14)
- 【請求項１】 ログ構造化書き込み方式のディスク制御
システムであって、 複数のディスク装置で構成されるディスクアレイと、 書き込み要求された複数のデータブロックを蓄積するデ
ータバッファと、 前記データバッファに蓄積された複数のデータブロック
から前記ディスクアレイの１物理ストライプ分の書き込
みデータを生成して、前記ディスクアレイの所定の物理
ストライプに一括して書き込むデータ書き込み手段と、 前記ディスクアレイの論理ストライプを構成する複数の
論理ブロック番号と、その論理ブロック番号で指定され
るデータブロックが存在する前記ディスクアレイ上の物
理位置を示す物理ブロック番号との対応関係を、各論理
ストライプ毎に記憶するアドレス変換テーブルと、 前記アドレス変換テーブルを参照して、前記論理ストラ
イプ内における有効論理ブロック数の割合および／また
は隣り合う物理ブロック番号が連続している割合を算出
して、その結果が所定の条件を満たす場合に、再配置対
象の論理ストライプとして決定する再配置対象決定手段
と、 前記再配置対象決定手段により再配置が決定された前記
論理ストライプのデータブロックを前記ディスクアレイ
から前記データバッファに読み出し、前記データ書き込
み手段によって前記ディスクアレイの空き物理ストライ
プ領域に書き込むデータ再配置手段と、 前記アドレス変換テーブルの前記物理ブロック番号を前
記空き物理ストライプの物理ブロック番号に書き替える
アドレス変換テーブル書き換え手段と、 を具備することを特徴とするディスク制御システム。 - 【請求項２】 前記再配置対象決定手段は、前記有効な
論理ブロックの割合が所定値よりも大きく、且つ前記隣
り合う物理ブロック番号が連続している割合が所定値以
下の論理ストライプを、再配置対象として条件決定する
ことを特徴とする請求項１記載のディスク制御システ
ム。 - 【請求項３】 ログ構造化書き込み方式のディスク制御
システムであって、 複数のディスク装置で構成されるディスクアレイと、 書き込み要求された複数のデータブロックを蓄積するデ
ータバッファと、 前記データバッファに蓄積された複数のデータブロック
から前記ディスクアレイの１物理ストライプ分の書き込
みデータを生成して、前記ディスクアレイの所定の物理
ストライプに一括して書き込むデータ書き込み手段と、前記ディスクアレイの論理アドレス空間を構成する複数
の論理ブロック番号とその論理ブロック番号で指定され
るデータブロックが存在する前記ディスクアレイ上の物
理位置を示す物理ブロック番号との対応関係を記憶する
アドレス変換テーブルと、 前記ディスクアレイの論理アドレス空間を１物理ストラ
イプ分のデータブロックの個数分のアドレス範囲毎に区
切った各論理ストライプ毎に、その論理ストライプ内に
含まれる複数の論理ブロックに対するデータリードの回
数を計数するカウンタ手段と、 前記カウンタ手段を参照して、前記データリードの回数
が所定値以上の論理ストライプを再配置対象の論理スト
ライプとして決定する再配置対象決定手段と、 前記再配置対象決定手段により再配置が決定された前記
論理ストライプのデータブロックを前記ディスクアレイ
から前記データバッファに読み出し、前記データ書き込
み手段によって前記ディスクアレイの空き物理ストライ
プ領域に書き込むデータ再配置手段と、 前記アドレス変換テーブルの前記物理ブロック番号を前
記空き物理ストライプの物理ブロック番号に書き替える
アドレス変換テーブル書き換え手段と、 を具備することを特徴とするディスク制御システム。 - 【請求項４】 ログ構造化書き込み方式のディスク制御
システムであって、 複数のディスク装置で構成されるディスクアレイと、 書き込み要求された複数のデータブロックを蓄積するデ
ータバッファと、 前記データバッファに蓄積された複数のデータブロック
から前記ディスクアレイの１物理ストライプ分の書き込
みデータを生成して、前記ディスクアレイの所定の物理
ストライプに一括して書き込むデータ書き込み手段と、前記ディスクアレイの論理アドレス空間を構成する複数
の論理ブロック番号とその論理ブロック番号で指定され
るデータブロックが存在する前記ディスクアレイ上の物
理位置を示す物理ブロック番号との対応関係を記憶する
アドレス変換テ ーブルと、 前記ディスクアレイの論理アドレス空間を１物理ストラ
イプ分のデータブロックの個数分のアドレス範囲毎に区
切った各論理ストライプ毎に、その論理ストライプ内に
含まれる複数の論理ブロックに対するデータ書き込み回
数を計数するカウンタ手段と、 前記カウンタ手段を参照して、前記データ書き込み回数
が所定値以上の論理ストライプを再配置対象の論理スト
ライプとして決定する再配置対象決定手段と、 前記再配置対象決定手段により再配置が決定された前記
論理ストライプのデータブロックを前記ディスクアレイ
から前記データバッファに読み出し、前記データ書き込
み手段によって前記ディスクアレイの空き物理ストライ
プ領域に書き込むデータ再配置手段と、 前記アドレス変換テーブルの前記物理ブロック番号を前
記空き物理ストライプの物理ブロック番号に書き替える
アドレス変換テーブル書き換え手段と、 を具備することを特徴とするディスク制御システム。 - 【請求項５】 前記再配置対象決定手段は、前記アドレ
ス変換テーブルを参照して、前記論理ストライプ内にお
ける有効論理ブロック数の割合および／または隣り合う
物理ブロック番号が連続している割合を算出して、その
結果が所定の条件を満たす場合に、再配置対象の論理ス
トライプとして決定する手段を併せ持つことを特徴とす
る請求項３または請求項４記載のディスク制御システ
ム。 - 【請求項６】 複数のディスク装置で構成されるディス
クアレイに記憶されたデータブロックの再配置を行うた
めのデータ再配置方法であって、 データバッファに書き込み要求された複数のデータブロ
ックを蓄積するステップと、 前記データバッファに蓄積された前記複数のデータブロ
ックから前記ディスクアレイの１物理ストライプ分の書
き込みデータを生成して、前記ディスクアレイの所定の
物理ストライプに一括して書き込むステップと、 前記ディスクアレイの論理ストライプを構成する複数の
論理ブロック番号と、その論理ブロック番号のデータブ
ロックが書き込まれる前記ディスクアレイ上の物理位置
を示す物理ブロック番号との対応関係を示すアドレス変
換テーブルを各論理ストライプ毎に生成するステップ
と、 前記アドレス変換テーブルを参照して、前記論理ストラ
イプ内における有効論理ブロック数の割合および／また
は隣り合う物理ブロック番号が連続している割合を算出
して、その結果が所定の条件を満たす場合に、再配置対
象の論理ストライプとして決定するステップと、 再配置が決定された前記論理ストライプのデータブロッ
クを前記ディスクアレイから前記データバッファに読み
出し、前記一括書き込みステップによって前記ディスク
アレイの空き物理ストライプ領域に書き込んでデータ再
配置を行うステップと、 前記データ再配置に伴って、前記アドレス変換テーブル
の前記物理ブロック番号を前記空き物理ストライプの物
理ブロック番号に書き換えるステップと、 を具備することを特徴とするデータ再配置方法。 - 【請求項７】 前記有効な論理ブロックの割合が所定値
よりも大きく、且つ前記隣り合う物理ブロック番号が連
続している割合が所定値以下の論理ストライプを、再配
置対象として条件決定することを特徴とする請求項６記
載のデータ再配置方法。 - 【請求項８】 複数のディスク装置で構成されるディス
クアレイに記憶されたデータブロックの再配置を行うた
めのデータ再配置方法であって、 データバッファに書き込み要求された複数のデータブロ
ックを蓄積するステップと、 前記データバッファに蓄積された前記複数のデータブロ
ックから前記ディスクアレイの１物理ストライプ分の書
き込みデータを生成して、前記ディスクアレイの所定の
物理ストライプに一括して書き込むステップと、前記ディスクアレイの論理アドレス空間を構成する複数
の論理ブロック番号とその論理ブロック番号で指定され
るデータブロックが存在する前記ディスクアレイ上の物
理位置を示す物理ブロック番号との対応関係を記憶する
アドレス変換テーブルを 生成するステップと、前記ディスクアレイの論理アドレス空間を１物理ストラ
イプ分のデータブロックの個数分のアドレス範囲毎に区
切った各論理ストライプ毎に、その論理ストラ イプ内に
含まれる複数の論理ブロックに対するデータリードの回
数を計数する ステップと、 前記データリードの回数が所定値以上の論理ストライプ
を再配置対象の論理ストライプとして決定するステップ
と、 再配置が決定された前記論理ストライプのデータブロッ
クを前記ディスクアレイから前記データバッファに読み
出し、前記一括書き込みステップによって前記ディスク
アレイの空き物理ストライプ領域に書き込んでデータ再
配置を行うステップと、 前記アドレス変換テーブルの前記物理ブロック番号を前
記空き物理ストライプの物理ブロック番号に書き換える
ステップと、 を具備することを特徴とするデータ再配置方法。 - 【請求項９】 複数のディスク装置で構成されるディス
クアレイに記憶されたデータブロックの再配置を行うた
めのデータ再配置方法であって、 データバッファに書き込み要求された複数のデータブロ
ックを蓄積するステップと、 前記データバッファに蓄積された前記複数のデータブロ
ックから前記ディスクアレイの１物理ストライプ分の書
き込みデータを生成して、前記ディスクアレイの所定の
物理ストライプに一括して書き込むステップと、前記ディスクアレイの論理アドレス空間を構成する複数
の論理ブロック番号とその論理ブロック番号で指定され
るデータブロックが存在する前記ディスクアレイ上の物
理位置を示す物理ブロック番号との対応関係を記憶する
アドレス変換テーブルを 生成するステップと、前記ディスクアレイの論理アドレス空間を１物理ストラ
イプ分のデータブロックの個数分のアドレス範囲毎に区
切った各論理ストライプ毎に、その論理ストライプ内に
含まれる複数の論理ブロックに対するデータ書き込み回
数を計数する ステップと、 前記データ書き込み回数が所定値以上の論理ストライプ
を再配置対象の論理ストライプとして決定するステップ
と、 再配置が決定された前記論理ストライプのデータブロッ
クを前記ディスクアレイから前記データバッファに読み
出し、前記一括書き込みステップによって前記ディスク
アレイの空き物理ストライプ領域に書き込んでデータ再
配置を行うステップと、 前記アドレス変換テーブルの前記物理ブロック番号を前
記空き物理ストライプの物理ブロック番号に書き換える
ステップと、 を具備することを特徴とするデータ再配置方法。 - 【請求項１０】 再配置対象の論理ストライプを決定す
るステップに、前記アドレス変換テーブルを参照して、
前記論理ストライプ内における有効論理ブロック数の割
合および／または隣り合う物理ブロック番号が連続して
いる割合を算出して、その結果が所定の条件を満たす場
合に、再配置対象の論理ストライプとして決定するステ
ップを併せ持つことを特徴とする請求項８または請求項
９記載のデータ再配置方法。 - 【請求項１１】 前記各論理ストライプ毎に、そこに含
まれる論理ブロックに対するデータリードの回数を計数
するカウンタ手段をさらに具備し、 前記再配置対象決定手段は、前記データリードの回数が
所定値以上の論理ストライプに対して優先的に前記再配
置対象の論理ストライプを決定するための処理を実行す
ることを特徴とする請求項１記載のディスク制御システ
ム。 - 【請求項１２】 前記各論理ストライプ毎に、そこに含
まれる論理ブロックに対するデータ書き込み回数を計数
するカウンタ手段をさらに具備し、 前記再配置対象決定手段は、前記データ書き込み回数が
所定値以上の論理ストライプに対して優先的に前記再配
置対象の論理ストライプを決定するための処理を実行す
ることを特徴とする請求項１記載のディスク制御システ
ム。 - 【請求項１３】 前記各論理ストライプ毎に、そこに含
まれる論理ブロックに対するデータリードの回数を計数
するステップをさらに具備し、 前記有効論理ブロック数の割合および／または隣り合う
物理ブロック番号が連続している割合が所定の条件を満
たすかどうかを判定する処理を、前記データリードの回
数が所定値以上の論理ストライプに対して優先的に実行
することを特徴とする請求項６記載のデータ再配置方
法。 - 【請求項１４】 前記各論理ストライプ毎に、そこに含
まれる論理ブロック に対するデータ書き込み回数を計数
するステップをさらに具備し、 前記有効論理ブロック数の割合および／または隣り合う
物理ブロック番号が連続している割合が所定の条件を満
たすかどうかを判定する処理を、前記データリードの回
数が所定値以上の論理ストライプに対して優先的に実行
することを特徴とする請求項６記載のデータ再配置方
法。
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|---|---|
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|---|---|---|---|
| JP2000195895A Expired - Fee Related JP3431581B2 (ja) | 1999-12-27 | 2000-06-29 | ディスク制御システムおよびデータ再配置方法 |
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