JPH0830402A

JPH0830402A - パリティ格納方法

Info

Publication number: JPH0830402A
Application number: JP6167670A
Authority: JP
Inventors: Yoshifumi Takamoto; 良史高本; Hitoshi Tsunoda; 仁角田; Hiroki Kanai; 宏樹金井
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1994-07-20
Filing date: 1994-07-20
Publication date: 1996-02-02

Abstract

(57)【要約】【構成】データの書き込み要求に対して、旧データと新
データの排他的論理和を生成し外部に出力する機構を設
け、新しいパリティの生成に必要な２種のデータを１種
にする。さらにその排他的論理和の結果を、パリティの
みを格納する機能を持つディスクアレイに対して書き込
み要求を発行することで、パリティのみを格納する機能
を持つディスクアレイ以外のディスクにはパリティの格
納を不要とする。【効果】データ格納領域を増加させ、かつ信頼性を保つ
ことが可能な大容量記憶装置を構成できる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はコンピュータシステムに
係り、特に、高速でかつ高信頼なディスクファイルシス
テムに関する。

【０００２】

【従来の技術】一般的なコンピュータシステムは、プロ
セッサと２次記憶装置から構成されている。主として使
用される２次記憶装置は磁気ディスク装置であるが、現
在その容量の伸び率は極めて高いが、メカニカル動作を
伴う磁気ディスク装置の性能はプロセッサ性能の伸び率
ほど高くない。その課題を解決する方式として、ディス
クアレイが提案された。代表的な論文として、「アケ
ースフォーリダンダントイネキシペンシブディ
スクス，エイシーエムシグモドコンファレンス，シ
カゴアイエル（A Case for Redundant Arrays of Ine
xpensive Disks(RAID),in ACM SIGMOD Conference,Chic
ago, IL)，June 1988」）がある。

【０００３】ＲＡＩＤとは、複数のディスクドライブに
データを分散して配置することでアクセス時間を短縮
し、かつパリティあるいはＥＣＣと呼ばれる冗長データ
を格納することで信頼性も高めることができる技術であ
る。つまり、複数のディスクドライブに対して並列に入
出力を行うことができることによる高速性と、ディスク
ドライブに障害が発生したときでもパリティと障害ディ
スクドライブ以外のデータから、障害ディスクドライブ
のデータを回復することができる技術である。

【０００４】この技術を実現するための従来技術の一つ
に特開平4−230512 号公報がある。この従来例は、ディ
スクアレイにおける課題の一つである、パリティの更新
を高速にするものである。ディスクアレイはデータ出力
時にデータとパリティの更新を行わなくてはならない。
パリティの更新のためには、更新前のデータとパリティ
とが必要となるケースがあり、そのためそれらのデータ
やパリティを事前に読みだすオーバヘッドと元のデータ
やパリティの位置に新しいデータやパリティを書き込む
オーバヘッドがかかる。これをライト・ペナルティと呼
ぶが、新しいデータやパリティを元の位置に記録せず、
ディスクドライブの空き領域に格納することでライト・
ペナルティによるオーバヘッドを少なくする発明であ
る。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】従来のディスクアレイ
装置は、複数のディスクドライブが単一の制御装置に接
続され、パリティの生成は制御装置に接続されたディス
クドライブに格納されているデータの範囲に限られてい
る。従って、複数のディスクアレイをホストプロセッサ
に接続した場合、各々のディスクアレイで独立にパリテ
ィを生成するため、システム全体のデータ格納効率が低
下する。

【０００６】例えば、ディスクアレイ制御装置当たり５
台のディスクドライブが接続され、そのディスクアレイ
が８台接続された計算機システムでは、パリティ格納の
ために８ドライブを使用することになる。

【０００７】これを解決するための一つの方法として、
ホストプロセッサで稼働するソフトウェアにより、ディ
スクアレイを模擬することが考えられる。しかし、パリ
ティの更新には、旧データと新データと旧パリティが必
要であり、通常は旧データと旧パリティはディスクドラ
イブに格納されているため、この２種のデータを読みだ
し、新しいパリティと更新データをディスクドライブに
書き出す処理が必要になる。複数のディスクアレイが単
一のバスに接続されている場合、パリティの更新のため
に４回のデータがバスを流れることになり、バスネック
が発生する。

【０００８】

【課題を解決するための手段】上記課題を解決するため
に本発明では、複数のディスクアレイの内、少なくとも
一つのディスクアレイ装置はパリティのみを格納する機
能を設け、その他のディスクアレイ装置は書き込み要求
に対し旧データと新データの排他的論理和を生成し外部
に出力する機構を設ける。

【０００９】

【作用】本発明によればデータの書き込み要求に対し
て、旧データと新データの排他的論理和を生成し外部に
出力する機構により、新しいパリティの生成に必要な２
種のデータを１種にすることができ、その排他的論理和
の結果を、パリティのみを格納する機能を持つディスク
アレイに対して書き込み要求を発行することで、パリテ
ィのみを格納する機能を持つディスクアレイ以外のディ
スクアレイはパリティを格納する必要がなくなる。

【００１０】

【実施例】

（実施例１）図１は本発明の一実施例の全体図を示して
いる。ホストプロセッサ１０１は、バス１０４を介して
複数のディスクアレイ装置１０２に接続されている。デ
ィスクアレイ装置１０２は、Ｉ／Ｆ制御１０５，キャッ
シュ制御１０６，パリティ制御１０７，ディスクパス制
御１０８，ＣＰＵ１０９，メモリ１１０から構成されて
いる。

【００１１】Ｉ／Ｆ制御１０５は、通信制御１１１，イ
ンタフェース制御１１２から構成され、ホストプロセッ
サ１０１や他のディスクアレイ装置１０２との通信を制
御する。キャッシュ制御１０６はホストプロセッサ１０
１から読み書きされたデータを一時的に保存するメモリ
であり、ディスクアクセスを少なくすることで高速化を
実現する。パリティ制御１０７は、複数のデータの排他
的論理和を演算する。ディスクパス制御１０８は、ディ
スク入出力制御１１３，ディスクインタフェース制御１
１４から構成され、複数のディスク装置１１７のいずれ
かを選択しディスクに対するコマンドを実行する。ＣＰ
Ｕ１０９は複数の構成要素をコントロールし、そのため
のマイクロプログラムはメモリ１１０内に格納されてい
る。

【００１２】以下、本実施例における詳細な動作を説明
する。

【００１３】図２は、本発明の一動作を簡単に示してい
る。ホストプロセッサ１０１からデータ２０２をデータ
２０１に置き換える動作を図にしたものである。ホスト
プロセッサ１０１から転送されたデータ２０１はディス
クアレイ装置１０２内に一時格納される。更新前のデー
タ２０２がディスクアレイ装置１０２内に読み込まれ、
データ２０１との排他的論理和２０３が演算される。こ
の排他的論理和によって得られたデータは、バス１０４
を介して異なるディスクアレイ装置１０２へ転送され
る。このディスクアレイ装置１０２内では、排他的論理
和によって得られたデータと前パリティ２０７の排他的
論路和２０５が演算される。上記動作により、異なる系
統のディスクアレイ装置内にパリティデータを高速に格
納することができる。つまり、バス１０４を通過する回
数は２回と少ない。これは、ディスクアレイ装置１０２
内であらかじめ排他的論理和を行うことで、旧データ２
０２と新データ２０１の２種類のデータを、パリティの
格納先であるディスクアレイ装置１０２に転送する必要
がないことによる。

【００１４】図３は、ホストプロセッサ１０１から認識
される論理ドライブ３０１と各ディスク装置３０２から
３１６へのデータの格納形式を示している。この図のよ
うに、本発明では、複数のディスクアレイに渡ってデー
タが格納される時、パリティが格納されるディスクアレ
イ装置を自由に設定することができる。つまり、図２で
示したように、異なる系統のディスクアレイ装置へパリ
ティデータのみ格納することで、全てのディスクアレイ
装置がパリティを保持する必要がなくなる。従って、デ
ータ格納効率の良いディスク装置を構成することが可能
になる。

【００１５】図４は、図３と同様にホストプロセッサ１
０１から認識される論理ドライブ３０１と各ディスク装
置３０２から３１６へのデータの格納形式を示してい
る。図３では、論理ドライブが複数のディスクアレイに
渡って構成されている例であるが、図４では各ディスク
アレイ装置に一つの論理ドライブ４０１，４０２，４０
３が設定される場合を示している。

【００１６】本発明では、二つの論理ドライブ４０１，
４０２が示すように、ホストプロセッサ１０１からは冗
長データであるパリティが格納されているようには見え
ない。こういったケースでも、本発明では論理ドライブ
４０３内にパリティデータが格納されているため、も
し、いずれかのドライブ４０４から４１８が障害を起こ
しても、論理ドライブ４０１，４０２，４０３内のデー
タおよびパリティから回復することができるようにな
る。

【００１７】図５は、メモリ１１０内に格納されている
マイクロプログラム５０１から505を示している。マイ
クロプログラムは、ディスクドライブからデータを読み
だす制御を行うデータＲＥＡＤ処理５０１と、ディスク
ドライブにデータを書き出す制御を行うデータＷＲＩＴ
Ｅ処理５０２と、パリティを生成するパリティ生成処理
５０３と、各ディスクアレイ間でパリティ転送を行うデ
バイス間通信処理504およびＲＡＩＤ構成テーブル５０
５からなり、各マイクロプログラム５０１から５０４は
必要に応じて各ディスクアレイ装置の構成が格納されて
いるＲＡＩＤ構成テーブル５０５を参照する。これらの
マイクロプログラム５０１から５０５は、ＣＰＵにて実
行／制御される。

【００１８】次に、マイクロプログラム５０１から５０
５の各説明を行う。図６は、データＲＥＡＤ処理５０１
のフローチャートを示している。ステップ６０１ではコ
マンド解析が行われ、ホストプロセッサ１０１から転送
されたＲＥＡＤコマンドのデータ長や読み込み位置等が
解析される。ステップ６０２では、ステップ６０１の解
析結果に基づき、ＲＥＡＤ要求がどのディスクドライブ
に対するものなのか算出される。ステップ６０３では、
ステップ６０２で算出したドライブのどこのデータが要
求されているのかが算出される。ステップ６０４では、
読み込みデータを格納するための領域をキャッシュに確
保する。ステップ６０５では、ステップ６０２で選択さ
れたドライブに対する入力要求をコマンド形式に変換す
る。ステップ６０６では、ステップ６０５で生成したコ
マンドをディスクパス制御６０６に転送する。

【００１９】コマンドが転送されるとディスクパス制御
６０６では、一時的にディスク入出力制御１１３にデー
タが保持され、ＣＰＵ１０９からの指示によりディスク
装置とキャッシュ制御１０６のパスが確立され、ディス
クインタフェース制御１１４にコマンドが送られる。デ
ィスクインタフェース制御１１４はディスク装置115に
対する基本的な入出力動作を行う。これにより、目的の
データがキャッシュに読み込まれる。ステップ６０７で
は、ディスク装置１１５の入力処理が終了するまで待ち
状態になり、ディスク装置１１５からの終了通知により
入力の完了を知る。ステップ６０８では、キャッシュ内
に格納されているデータをホストプロセッサ１０１へ転
送し処理が終了する。

【００２０】図７はデータＷＲＩＴＥ処理のフローチャ
ートを示している。ステップ７０１ではコマンド解析が
行われ、ホストプロセッサ１０１から転送されたＷＲＩ
ＴＥコマンドのデータ長や書き込み位置等が解析され
る。ステップ７０２では、ステップ７０１の解析結果に
基づき、必要な容量のキャッシュ領域が確保される。Ｗ
ＲＩＴＥ要求がどのディスクドライブに対するものなの
か算出される。ステップ７０５では、書き込み位置の旧
データがキャッシュ内に存在するかどうかが検査され
る。その結果、キャッシュ内に存在しなければ、ステッ
プ７０６に進み、存在すればステップ７０９に進む。

【００２１】ステップ７０６では、旧データの読み込み
を行うために、旧データに対する読み込みコマンドが生
成される。ステップ７０７ではディスクパス制御１０８
に対し、ステップ７０６で生成されたコマンドが転送さ
れる。コマンドが転送されるとディスクパス制御６０６
では、一時的にディスク入出力制御１１３にコマンドが
保持され、ＣＰＵ１０９からの指示によりディスク装置
１１５とキャッシュ制御１０６間のパスが確立され、デ
ィスクインタフェース制御１１４にコマンドが送られ
る。ディスクインタフェース制御１１４はディスク装置
１１５に対する基本的な入出力動作を行う。これによ
り、旧データの読み込みが実行される。ステップ７０８
では、旧データの読み込みが完了するまで待ち状態にな
る。

【００２２】ステップ７０９では、パリティ生成処理が
行われる。この処理については後で詳細に説明する。ス
テップ７１０では、新データの書き込みに対するコマン
ドが生成される。ステップ７１１でステップ７１０で生
成されたコマンドがディスクパス制御１０８に転送さ
れ、書き込みが実行される。ステップ７１２では、書き
込みが終了するまで待ち状態になる。ステップ７１３で
は、デバイス間通信処理が実行される。この処理につい
ては後で詳細に説明する。

【００２３】図８は、パリティ生成処理のフローを示し
ている。ステップ８０１は、キャッシュから旧データの
取り込みが行われる。ステップ８０２は、同様にキャッ
シュから新データの読み込みが行われる。ステップ８０
３では、ステップ８０１とステップ８０２で取り込まれ
た二つのデータの排他的論理和が演算される。ステップ
８０４では、ステップ８０３の結果をキャッシュ内に格
納する。その後、ステップ８０５でパリティ生成の終了
を示す割り込みを発生させる。

【００２４】図９は、デバイス間通信処理のフローチャ
ートを示している。この処理では、パリティ生成処理５
０３により生成されたデータを、他のディスクアレイ装
置へパリティの書き込み要求と共に転送する。ステップ
９０１は、書き込みブロック番号とＲＡＩＤ構成テーブ
ル５０５から通信先デバイスを算出する。ＲＡＩＤ構成
テーブル５０５については、後で詳細に説明する。ステ
ップ９０２では、パリティの格納要求コマンドを生成す
る。ステップ９０３は、ステップ９０２で生成したコマ
ンドを通信制御１１１に転送する。通信制御１１１は、
転送されたコマンドに従い、バス１０４を介して通信先
へコマンドとデータを転送する。ステップ９０４は、通
信先からパリティの格納が終了するまで待ち状態にな
る。その後、ステップ９０５では、パリティの格納が終
了したことを示すためにCPU109に対して割り込みを発生
させる。

【００２５】図１０は、ＲＡＩＤ構成テーブル５０５の
一例を示している。１００１から１００５はバス１０４
に接続されたデバイスを示しており、各デバイスに関す
る情報が１００６から１００８に格納されている。１０
０６は各デバイスのディスクアレイのＲＡＩＤレベルが
格納されており、１００７は装置容量、１００８はディ
スクアレイのドライブ数が格納されている。本例では、
バス１０４に、５台のディスクアレイが接続され、デバ
イス１(１００１)からデバイス４(１００４)までは、パ
リティを持たないＲＡＩＤ０が設定され、デバイス５
（１００５）のみパリティを持つ構成になっている。デ
バイス５（１００５）のパリティは、デバイス１（１０
０１）からデバイス５（１００５）の全てのデータから
共有される。１００９は自装置の識別子であり、本例で
はデバイス２（１００２）が保持しているＲＡＩＤ構成
テーブル５０５であることを示している。ＲＡＩＤ構成
テーブル５０５は全てのデバイス内に保持され、自デバ
イス識別子１００９は重複しないように設定される。

【００２６】図１１は、上記動作がどういったコマンド
インタフェースにより制御されているかを示している。
ホストプロセッサ１０１からの書き込み要求は、１１０
１から１１０４に示してある。１１０１は更新データで
あり、１１０２はデータ長であり、１１０３は書き込み
位置を示すブロック番号であり、１１０４はコマンドを
示しており本例ではＷＲＩＴＥコマンドである。このコ
マンドが更新データ２０１の格納先であるディスクアレ
イ装置１０２へ転送される。コマンドの実行により、ホ
ストプロセッサ１０１から転送されたデータ２０１はデ
ィスクアレイ装置１０２内に一時格納される。更新前の
データ２０２がディスクアレイ装置１０２内に読み込ま
れ、データ２０１との排他的論理和２０３が演算され
る。

【００２７】この演算結果を他のディスクアレイ装置１
０２へ転送するために、新たにコマンド１１０５から１
１０８が生成される。１１０５は演算結果のデータを示
しており、１１０６はデータ長を示しており、１１０７
は更新データが格納されたブロック番号であり、１１０
８はパリティの格納要求であることを意味している。パ
リティのみの格納要求であるため、転送先のディスクア
レイ装置内のデータ領域にデータが書き込まれることは
ない。パリティ格納要求が転送されたディスクアレイ装
置１０２内では、排他的論理和によって得られたデータ
と前パリティ２０７の排他的論路和２０５が演算され、
新たなパリティとして２０７のエリアに書き込まれる。
パリティ格納要求を受けたディスクアレイ装置の動作を
詳細に説明する。

【００２８】図１２は、パリティ格納要求を受けたディ
スクアレイ装置の動作フローチャートを示している。ス
テップ１２０１では、コマンド解析が行われ、パリティ
格納コマンドのデータ長や書き込み位置等が解析され
る。ステップ１２０２では、転送されたパリティ格納コ
マンドを格納するためのキャッシュ領域が確保される。
ステップ１２０３では、パリティの書き込みドライブ番
号を算出する。ステップ１２０４では、ステップ１２０
３で算出したドライブ内のブロック位置を算出する。ス
テップ１２０５では、キャッシュ内をサーチし、旧パリ
ティがキャッシュ内に存在するかどうか検査する。その
結果、存在すればステップ１２０９に進み、存在しなけ
れば１２０６に進む。

【００２９】ステップ１２０６では、旧パリティに対す
る入力要求コマンドを生成する。ステップ１２０７で
は、ディスクパス制御１０８に対してステップ１２０６
で生成したコマンドを転送することで、旧パリティの読
み込みの実行を開始する。ステップ１２０８では旧パリ
ティの読み込みが終了するまで待ち状態になる。

【００３０】ステップ１２０９では、パリティ生成処理
を行う。ここでの動作は、図８と同等である。つまり、
転送されてきたデータと旧パリティとの排他的論理和を
演算する。ステップ１２１０では、ステップ１２０９で
演算した新しいパリティを格納するためのコマンドを生
成する。ステップ１２１１では、ステップ１２１０で生
成されたコマンドをディスクパス制御１０８に転送す
る。これにより、新パリティの書き込みが実行される。
ステップ１２１２では、新パリティのディスク装置への
書き込みが終了するまで待ち状態になる。ステップ１２
１３では、要求元のディスクアレイに対してパリティの
書き込みが終了したことを伝える。

【００３１】上記処理により、複数のディスクアレイが
互いに通信可能な環境において、パリティを格納するデ
ィスクアレイ装置を少なくし、信頼性を保つデバイスを
ユーザに提供することができるようになる。また、バス
１０４を通過するデータ量を削減することが可能とな
る。

【００３２】（実施例２）図１３は、本発明における実
施例２のブロック図を示している。ホストプロセッサ１
０１は、バス１０４を介して複数の単一ディスク装置１
３０１とディスクアレイ装置１０２が接続されている。
ディスクアレイ装置１０２は、Ｉ／Ｆ制御１０５，キャ
ッシュ制御１０６，パリティ制御１０７，ディスクパス
制御１０８，ＣＰＵ１０９，メモリ１１０から構成され
ている。

【００３３】Ｉ／Ｆ制御１０５は、通信制御１１１，イ
ンタフェース制御１１２から構成され、ホストプロセッ
サ１０１や他のディスクアレイ装置１０２との通信を制
御する。キャッシュ制御１０６はホストプロセッサ１０
１から読み書きされたデータを一時的に保存するメモリ
であり、ディスクアクセスを少なくすることで高速化を
実現する。

【００３４】パリティ制御１０７は、複数のデータの排
他的論理和を演算する。ディスクパス制御１０８は、デ
ィスク入出力制御１１３，ディスクインタフェース制御
114から構成され、複数のディスク装置１１７のいずれ
かを選択しディスクに対するコマンドを実行する。

【００３５】ＣＰＵ１０９は複数の構成要素をコントロ
ールし、コントロールのするためのマイクロプログラム
はメモリ１１０内に格納されている。ディスク装置１３
０１の制御は、Ｉ／Ｆ制御１０５，キャッシュ制御１０
６，パリティ制御１０７，ディスクパス制御１０８，Ｃ
ＰＵ１０９，メモリ１１０から構成されている。Ｉ／Ｆ
制御１０５は、通信制御１１１，インタフェース制御１
１２から構成され、ホストプロセッサ１０１や他のディ
スクアレイ装置１０２との通信を制御する。キャッシュ
制御１０６はホストプロセッサ１０１から読み書きされ
たデータを一時的に保存するメモリであり、ディスクア
クセスを少なくすることで高速化を実現する。

【００３６】パリティ制御１０７は、複数のデータの排
他的論理和を演算する。ディスクパス制御１３０２は、
ディスク入出力制御１１３，ディスクインタフェース制
御１１４から構成され、単一のディスク装置１３０１に
対するコマンドを実行する。ＣＰＵ１０９は複数の構成
要素をコントロールし、コントロールするためのマイク
ロプログラムはメモリ１１０内に格納されている。

【００３７】以下、本実施例における詳細な動作を説明
する。実施例２では実施例１と異なり、複数の単一ディ
スク装置１３０１とディスクアレイ装置１０２から構成
されている。この構成は、単一ディスク装置１３０１が
ディスクアレイにおけるRAIDレベル０と同等と考えるこ
とができる。本実施例では、単一ディスク装置では確保
できない信頼性をディスクアレイ１０２を使用すること
で高信頼化することが可能となる。

【００３８】図１４は、上記効果を実現するために必要
なＲＡＩＤ構成テーブル５０５の内容を示している。１
４０１から１４０４までのデバイスのＲＡＩＤレベルを
０とし、ドライブ数を１に変更することで可能となる。

【００３９】（実施例３）図１５は、本発明における実
施例３のブロック図を示している。ホストプロセッサ１
０１は、バス１０４を介して複数のディスクアレイ装置
１０２に接続されている。ディスクアレイ装置１０２
は、Ｉ／Ｆ制御１０５，キャッシュ制御106,パリティ制
御１０７，ディスクパス制御１０８，ＣＰＵ１０９，メ
モリ１１０から構成されている。Ｉ／Ｆ制御１０５は、
インタフェース制御１１２から構成され、ホストプロセ
ッサ１０１や他のディスクアレイ装置１０２との通信を
制御する。キャッシュ制御１０６はホストプロセッサ１
０１から読み書きされたデータを一時的に保存するメモ
リであり、ディスクアクセスを少なくすることで高速化
を実現する。パリティ制御１０７は、複数のデータの排
他的論理和を演算する。ディスクパス制御１０８は、デ
ィスク入出力制御１１３，ディスクインタフェース制御
１１４から構成され、複数のディスク装置１１７のいず
れかを選択しディスクに対するコマンドを実行する。

【００４０】ＣＰＵ１０９は複数の構成要素をコントロ
ールし、そのためマイクロプログラムはメモリ１１０内
に格納されている。１５０４は、ホストプロセッサ１０
１で稼働するオペレーティング・システムであり、さら
に１５０５はＷＲＩＴＥ処理、１５０６はＲＡＭＩＤ構
成テーブルから構成されている。ディスク制御装置１０
２は、出力要求に対しパリティを生成し、生成したパリ
ティは出力完了通知と共に出力要求もとであるホストプ
ロセッサ１０１へ転送する。

【００４１】図１６は、ＷＲＩＴＥ処理１５０５のフロ
ーを示している。ステップ１６０１は、コマンド解析が
行われ、ＯＳ１５０４に対して発行された出力要求のデ
ータ長や読み込み位置等が解析される。ステップ１６０
２では、デバイスを選択する。ステップ１６０３では、
ステップ１６０２で選択されたデバイスに対し出力要求
（ＷＲＩＴＥコマンド）を発行する。ステップ１６０４
では出力処理が終了するまで待ち状態になる。ステップ
１６０５では、出力データと旧データとの排他的論理和
の結果を受信する。ステップ１６０６では、パリティを
格納するデバイスを算出する。ステップ１６０７では、
パリティ格納コマンドを選択されたデバイスに発行す
る。

【００４２】図１７は、ＲＡＩＤ構成テーブル１５０６
の構成を示している。１００１から１００５はバス１０
４に接続されたデバイスを示しており、各デバイスに関
する情報が１００６から１００８に格納されている。１
００６は各デバイスのディスクアレイのＲＡＩＤレベル
が格納されており、１００７は装置容量、１００８はデ
ィスクアレイのドライブ数が格納されている。本例で
は、バス１０４に、５台のディスクアレイが接続され、
デバイス１(１００１)からデバイス４(１００４)まで
は、パリティを持たないＲＡＩＤ０が設定され、デバイ
ス５（１００５）のみパリティを持つ構成になってい
る。デバイス５（１００５）のパリティは、デバイス１
（１００１）からデバイス５（１００５）の全てのデー
タから共有される。

【００４３】上記処理は、ＯＳによるパリティ制御であ
るが、パリティはディスクアレイ装置１２０が生成する
ため、ＯＳ１５０４にかかる負荷を軽くすることができ
る。

【００４４】

【発明の効果】複数のディスクアレイが互いに通信可能
な環境において、パリティを格納するディスクアレイ装
置を少なくすることでデータ格納領域を増加させ、信頼
性を保つデバイスをユーザに提供することが可能とな
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明によるディスクアレイのパリティ格納方
法の実施例１のブロック図。

【図２】本発明による実施例１の動作概要を示す説明
図。

【図３】データ格納形式の一例を示す説明図。

【図４】データ格納形式の一例を示す説明図。

【図５】マイクロプログラムの一覧を示すブロック図。

【図６】データＲＥＡＤ処理フローチャート。

【図７】データＷＲＩＴＥ処理フローチャート。

【図８】パリティ生成処理フローチャート。

【図９】デバイス間通信処理フローチャート。

【図１０】ＲＡＩＤ構成テーブルの一例を示す説明図。

【図１１】コマンドの形式を示すブロック図。

【図１２】パリティ更新処理フローチャート。

【図１３】本発明によるディスクアレイのパリティ格納
方法の実施例２のブロック図。

【図１４】実施例２のＲＡＩＤ構成テーブルの一例を示
す説明図。

【図１５】本発明によるディスクアレイのパリティ格納
方法の実施例３のブロック図。

【図１６】ＯＳのＷＲＩＴＥ処理フローチャート。

【図１７】実施例３のＲＡＩＤ構成テーブルの一例を示
す説明図。

【符号の説明】

１０１…ホストプロセッサ、１０４…バス、１０２…デ
ィスクアレイ装置、１０５…Ｉ／Ｆ制御、１０６…キャ
ッシュ制御、１０７…パリティ制御、１０８…ディスク
パス制御、１１１…通信制御。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁶ 識別記号庁内整理番号ＦＩ技術表示箇所Ｇ１１Ｂ 20/18 ５７２Ｆ 8940−5Ｄ５７４Ｅ 8940−5Ｄ

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数のディスクドライブから構成され、前
記複数のディスクドライブには、データと前記データに
対応するパリティが格納されるディスクアレイ装置にお
いて、データ１と前記データ１を置き換えるデータ２の排他的
論理和の結果と、前記データ１の格納アドレスを前記デ
ィスクアレイ装置の入力とし、前記ディスクアレイ装置
は前記排他的論理和の結果と前記データ１の前記格納ア
ドレスに対応するパリティデータの排他的論理和の結果
を、前記パリティデータと置き換えることを特徴とする
パリティ格納方法。
【請求項２】請求項１において、前記ディスクアレイ装
置以外に接続された複数のディスク制御装置内で、前記
データ１と前記データ２の前記排他的論理和を演算し、
前記演算結果と前記データ１の前記格納アドレスを前記
ディスクアレイ装置に転送するパリティ格納方法。
【請求項３】請求項２において、複数の前記ディスクア
レイが相互に通信可能であり、複数の前記ディスクアレ
イの内、少なくとも一つはパリティを格納し、他はパリ
ティを格納せず、書き込み時にパリティを格納するディ
スクアレイ装置かどうかを判定し、前記パリティを格納
しないディスクアレイ装置であるときは前記データ１と
前記データ２の前記排他的論理和の演算結果を、前記パ
リティを格納するディスクアレイ装置に前記排他的論理
和の演算結果と書き込みアドレスを転送するパリティ格
納方法。
【請求項４】請求項１において、前記ディスクアレイ装
置以外に接続された複数のディスク制御装置内で、前記
データ１と前記データ２の排他的論理和を演算し、前記
演算結果を前記データ２の書き込みを要求したホストプ
ロセッサに転送し、前記ホストプロセッサは前記データ
２の格納アドレスと前記排他的論理和の演算結果を前記
ディスクアレイ装置に転送するパリティ格納方法。