JPH1153235A - ディスク記憶装置のデータ更新方法、ならびにディスク記憶制御システム - Google Patents
ディスク記憶装置のデータ更新方法、ならびにディスク記憶制御システムInfo
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- JPH1153235A JPH1153235A JP9214656A JP21465697A JPH1153235A JP H1153235 A JPH1153235 A JP H1153235A JP 9214656 A JP9214656 A JP 9214656A JP 21465697 A JP21465697 A JP 21465697A JP H1153235 A JPH1153235 A JP H1153235A
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- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
- G06F3/0602—Interfaces specially adapted for storage systems specifically adapted to achieve a particular effect
- G06F3/0604—Improving or facilitating administration, e.g. storage management
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- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
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- G06F3/064—Management of blocks
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 本発明は、間接マップを原理的に必要としな
い、安価で高速なディスク記憶装置のデータ更新方法を
提案するものであり、併せて同方法を実現するディスク
記憶制御システムを構築することを課題とする。 【解決手段】 Ｎ台のディスク装置から構成されるディ
スク記憶装置において、Ｎ×Ｋ（整数）個の論理ブロッ
クに相当する容量を持つ書込みバッファ６を備え、この
書込みバッファに更新すべきデータの論理ブロックを蓄
積し、制御装置１は、その蓄積した論理ブロックがＮ×
Ｋ―１個に達するまでその論理ブロックのデータ更新を
遅延させ、書込みバッファに蓄積された各論理ブロック
に対する論理アドレスから構成される論理アドレスタグ
ブロックを生成して、Ｎ×Ｋ―１個の論理ブロックに前
記論理アドレスタグブロックを加えたＮ×Ｋ個の論理ブ
ロックを、Ｎ台のディスク装置上の更新されるべきデー
タを保持している領域とは別の空領域に連続して順次書
込む。
い、安価で高速なディスク記憶装置のデータ更新方法を
提案するものであり、併せて同方法を実現するディスク
記憶制御システムを構築することを課題とする。 【解決手段】 Ｎ台のディスク装置から構成されるディ
スク記憶装置において、Ｎ×Ｋ（整数）個の論理ブロッ
クに相当する容量を持つ書込みバッファ６を備え、この
書込みバッファに更新すべきデータの論理ブロックを蓄
積し、制御装置１は、その蓄積した論理ブロックがＮ×
Ｋ―１個に達するまでその論理ブロックのデータ更新を
遅延させ、書込みバッファに蓄積された各論理ブロック
に対する論理アドレスから構成される論理アドレスタグ
ブロックを生成して、Ｎ×Ｋ―１個の論理ブロックに前
記論理アドレスタグブロックを加えたＮ×Ｋ個の論理ブ
ロックを、Ｎ台のディスク装置上の更新されるべきデー
タを保持している領域とは別の空領域に連続して順次書
込む。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、特に、ＲＡＩＤ
（Redundant Array of Inexpensive Disk ）等ディスク
アレイの入出力に用いて好適な、ディスク記憶装置のデ
ータ更新方法、ならびにディスク記憶制御システムに関
する。
（Redundant Array of Inexpensive Disk ）等ディスク
アレイの入出力に用いて好適な、ディスク記憶装置のデ
ータ更新方法、ならびにディスク記憶制御システムに関
する。
【０００２】
【従来の技術】米国特許第５，１２４，９８７号、特開
平６−２１４７２０号、特開平６−２６６５１０号に開
示されているように、ディスク記憶装置への高速な書込
み方法として、旧データの領域を書き換えるのでは無
く、更新データを溜めておき、ディスク装置内のあらか
じめ用意した別の空領域にまとめて書込む方法が提案さ
れている。
平６−２１４７２０号、特開平６−２６６５１０号に開
示されているように、ディスク記憶装置への高速な書込
み方法として、旧データの領域を書き換えるのでは無
く、更新データを溜めておき、ディスク装置内のあらか
じめ用意した別の空領域にまとめて書込む方法が提案さ
れている。
【０００３】図１７を用い、上述した従来の方法につい
て簡単に説明する。図において、論理ブロックL6, L4,
L2, L12,L7,L11を更新する場合を考える。これらの論理
ブロックの旧データはディスク装置内のP6,P4,P2,P12,P
7,P11 に存在する。よって、このP6,P5,P2,P12の内容を
更新するのが普通であるが、この方法ではP6,P4,P2,P1
2,P7,P11 のデータはそのままにして、新しい論理ブロ
ックL6,L４,L2,L12,L7,L11のデータをあらかじめ用意し
た別の空領域であるP51,P52,P53,P54,P55,P56 にまとめ
て書込む。これにより、６回の書込み操作が３回の書込
み操作に減り、書込み性能の向上になる。
て簡単に説明する。図において、論理ブロックL6, L4,
L2, L12,L7,L11を更新する場合を考える。これらの論理
ブロックの旧データはディスク装置内のP6,P4,P2,P12,P
7,P11 に存在する。よって、このP6,P5,P2,P12の内容を
更新するのが普通であるが、この方法ではP6,P4,P2,P1
2,P7,P11 のデータはそのままにして、新しい論理ブロ
ックL6,L４,L2,L12,L7,L11のデータをあらかじめ用意し
た別の空領域であるP51,P52,P53,P54,P55,P56 にまとめ
て書込む。これにより、６回の書込み操作が３回の書込
み操作に減り、書込み性能の向上になる。
【０００４】尚、図１７に示す例では説明を簡単にする
ため、１ディスクに２ブロックしか書かれていないが、
実際には数＋ブロックがまとめて書込まれる。また、Ｒ
ＡＩＤ４、５（いずれもアクセス耐力を向上させる手法
であり、ＲＡＩＤ４；データの配置単位をビットやバイ
トのような小さな単位ではなく、セクタやブロックのよ
うな大きな単位とし、小容量のデータ読み出し要求に対
してディスクを独立動作可とする方式。ＲＡＩＤ５；冗
長データを専用のパリティディスクに格納するのではな
く、各データディスクに巡回的に配置する方式）では１
個のストライプ丸ごとの書き換えになるためパリティ維
持のためのディスク読み出しも不要になり、書込み時の
オーバヘッド減少にもなる。
ため、１ディスクに２ブロックしか書かれていないが、
実際には数＋ブロックがまとめて書込まれる。また、Ｒ
ＡＩＤ４、５（いずれもアクセス耐力を向上させる手法
であり、ＲＡＩＤ４；データの配置単位をビットやバイ
トのような小さな単位ではなく、セクタやブロックのよ
うな大きな単位とし、小容量のデータ読み出し要求に対
してディスクを独立動作可とする方式。ＲＡＩＤ５；冗
長データを専用のパリティディスクに格納するのではな
く、各データディスクに巡回的に配置する方式）では１
個のストライプ丸ごとの書き換えになるためパリティ維
持のためのディスク読み出しも不要になり、書込み時の
オーバヘッド減少にもなる。
【０００５】一方、論理ブロックL6,L5,L2,L12,L7,L11
の最新データはディスク装置内のP51,P52,P53,P54,P55,
P56 に存在するので、間接マップの内容を正しいディス
ク位置を指すように書き換える。また、論理ブロックの
データを読み出すときには、この間接マップを調べて最
新の位置を求めてから読み出すので、旧データを読み出
す危険性はない。
の最新データはディスク装置内のP51,P52,P53,P54,P55,
P56 に存在するので、間接マップの内容を正しいディス
ク位置を指すように書き換える。また、論理ブロックの
データを読み出すときには、この間接マップを調べて最
新の位置を求めてから読み出すので、旧データを読み出
す危険性はない。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】上述した従来技術にお
いては、間接マップにより最新データの位置情報を管理
していたため、間接マップの障害や誤操作によりそのデ
ータが無くなると、ディスク装置内の全データの喪失に
なるというデータ保全性の問題があった。また、全論理
ブロックに対して間接マップを用意する必要があり大容
量、かつ、電源障害に備え間接マップを保持するのに不
揮発性メモリが必要であったため、間接マップが非常に
高価になるという問題もあった。
いては、間接マップにより最新データの位置情報を管理
していたため、間接マップの障害や誤操作によりそのデ
ータが無くなると、ディスク装置内の全データの喪失に
なるというデータ保全性の問題があった。また、全論理
ブロックに対して間接マップを用意する必要があり大容
量、かつ、電源障害に備え間接マップを保持するのに不
揮発性メモリが必要であったため、間接マップが非常に
高価になるという問題もあった。
【０００７】本発明は上記の問題を解決するためになさ
れたものであり、間接マップを原理的に必要としない、
安価で高速なディスク記憶装置のデータ更新方法、なら
びにディスク記憶制御システムを提供することを目的と
する。
れたものであり、間接マップを原理的に必要としない、
安価で高速なディスク記憶装置のデータ更新方法、なら
びにディスク記憶制御システムを提供することを目的と
する。
【０００８】
【課題を解決するための手段】本発明のディスク記憶装
置のデータ更新方法は、Ｎ台のディスク装置から構成さ
れるディスク記憶装置において、Ｎ×Ｋ（整数）個の論
理ブロックに相当する容量を持つ書込みバッファを有
し、この書込みバッファに更新すべきデータの論理ブロ
ックを蓄積し、その蓄積した論理ブロックがＮ×Ｋ―１
個に達するまでその論理ブロックのデータ更新を遅延さ
せ、前記書込みバッファに蓄積された各論理ブロックに
対する論理アドレスから構成される論理アドレスタグブ
ロックを生成して、Ｎ×Ｋ―１個の論理ブロックに前記
論理アドレスタグブロックを加えたＮ×Ｋ個の論理ブロ
ックを、Ｎ台のディスク装置上の更新されるべきデータ
を保持している領域とは別の空領域に連続して順次書込
むことを特徴とする。また、Ｎ台のディスク装置から構
成されるディスク記憶装置において、（Ｎ―１）×Ｋ個
の論理ブロックに相当する容量を持つ書込みバッファを
備え、この書込みバッファに更新すべきデータの論理ブ
ロックを蓄積して、その蓄積した論理ブロックが選択し
た個数に達するまでその論理ブロックの更新を遅延さ
せ、前記書込みバッファに蓄積された各論理ブロックに
対する論理アドレスから構成される論理アドレスタグブ
ロックを生成して、選択した個数の論理ブロックに前記
論理アドレスタグブロックを加えた（Ｎ―１）×Ｋ個の
データ論理ブロックからＫ個のパリティブロックを生成
し、このデータ論理ブロックにパリティブロックを加え
たＮ×Ｋ個の論理ブロックをＮ台のディスク装置上の更
新されるべきデータを保持している領域とは別の空領域
に連続した書込み操作で順次書込むことを特徴とする。
置のデータ更新方法は、Ｎ台のディスク装置から構成さ
れるディスク記憶装置において、Ｎ×Ｋ（整数）個の論
理ブロックに相当する容量を持つ書込みバッファを有
し、この書込みバッファに更新すべきデータの論理ブロ
ックを蓄積し、その蓄積した論理ブロックがＮ×Ｋ―１
個に達するまでその論理ブロックのデータ更新を遅延さ
せ、前記書込みバッファに蓄積された各論理ブロックに
対する論理アドレスから構成される論理アドレスタグブ
ロックを生成して、Ｎ×Ｋ―１個の論理ブロックに前記
論理アドレスタグブロックを加えたＮ×Ｋ個の論理ブロ
ックを、Ｎ台のディスク装置上の更新されるべきデータ
を保持している領域とは別の空領域に連続して順次書込
むことを特徴とする。また、Ｎ台のディスク装置から構
成されるディスク記憶装置において、（Ｎ―１）×Ｋ個
の論理ブロックに相当する容量を持つ書込みバッファを
備え、この書込みバッファに更新すべきデータの論理ブ
ロックを蓄積して、その蓄積した論理ブロックが選択し
た個数に達するまでその論理ブロックの更新を遅延さ
せ、前記書込みバッファに蓄積された各論理ブロックに
対する論理アドレスから構成される論理アドレスタグブ
ロックを生成して、選択した個数の論理ブロックに前記
論理アドレスタグブロックを加えた（Ｎ―１）×Ｋ個の
データ論理ブロックからＫ個のパリティブロックを生成
し、このデータ論理ブロックにパリティブロックを加え
たＮ×Ｋ個の論理ブロックをＮ台のディスク装置上の更
新されるべきデータを保持している領域とは別の空領域
に連続した書込み操作で順次書込むことを特徴とする。
【０００９】本発明のディスク記憶制御システムは、Ｎ
台のディスク装置から構成されるディスク記憶装置と、
Ｎ×Ｋ（整数）個の論理ブロックに相当する容量を持つ
書込みバッファと、この書込みバッファに更新すべきデ
ータの論理ブロックを蓄積し、その蓄積した論理ブロッ
クがＮ×Ｋ―１個に達するまでその論理ブロックのデー
タ更新を遅延させ、前記書込みバッファに蓄積された各
論理ブロックに対する論理アドレスから構成される論理
アドレスタグブロックを生成して、Ｎ×Ｋ―１個の論理
ブロックに前記論理アドレスタグブロックを加えたＮ×
Ｋ個の論理ブロックを、Ｎ台のディスク装置上の更新さ
れるべきデータを保持している領域とは別の空領域に連
続して順次書込む制御装置とを具備することを特徴とす
る。また、Ｎ台のディスク装置から構成されるディスク
記憶装置と、（Ｎ―１）×Ｋ個の論理ブロックに相当す
る容量を持つ書込みバッファと、この書込みバッファに
更新すべきデータの論理ブロックを蓄積して、その蓄積
した論理ブロックが選択した個数に達するまでその論理
ブロックの更新を遅延させ、前記書込みバッファに蓄積
された各論理ブロックに対する論理アドレスから構成さ
れる論理アドレスタグブロックを生成して、選択した個
数の論理ブロックに前記論理アドレスタグブロックを加
えた（Ｎ―１）×Ｋ個のデータ論理ブロックからＫ個の
パリティブロックを生成し、このデータ論理ブロックに
パリティブロックを加えたＮ×Ｋ個の論理ブロックをＮ
台のディスク装置上の更新されるべきデータを保持して
いる領域とは別の空領域に連続した書込み操作で順次書
込制御装置とを具備することを特徴とする。
台のディスク装置から構成されるディスク記憶装置と、
Ｎ×Ｋ（整数）個の論理ブロックに相当する容量を持つ
書込みバッファと、この書込みバッファに更新すべきデ
ータの論理ブロックを蓄積し、その蓄積した論理ブロッ
クがＮ×Ｋ―１個に達するまでその論理ブロックのデー
タ更新を遅延させ、前記書込みバッファに蓄積された各
論理ブロックに対する論理アドレスから構成される論理
アドレスタグブロックを生成して、Ｎ×Ｋ―１個の論理
ブロックに前記論理アドレスタグブロックを加えたＮ×
Ｋ個の論理ブロックを、Ｎ台のディスク装置上の更新さ
れるべきデータを保持している領域とは別の空領域に連
続して順次書込む制御装置とを具備することを特徴とす
る。また、Ｎ台のディスク装置から構成されるディスク
記憶装置と、（Ｎ―１）×Ｋ個の論理ブロックに相当す
る容量を持つ書込みバッファと、この書込みバッファに
更新すべきデータの論理ブロックを蓄積して、その蓄積
した論理ブロックが選択した個数に達するまでその論理
ブロックの更新を遅延させ、前記書込みバッファに蓄積
された各論理ブロックに対する論理アドレスから構成さ
れる論理アドレスタグブロックを生成して、選択した個
数の論理ブロックに前記論理アドレスタグブロックを加
えた（Ｎ―１）×Ｋ個のデータ論理ブロックからＫ個の
パリティブロックを生成し、このデータ論理ブロックに
パリティブロックを加えたＮ×Ｋ個の論理ブロックをＮ
台のディスク装置上の更新されるべきデータを保持して
いる領域とは別の空領域に連続した書込み操作で順次書
込制御装置とを具備することを特徴とする。
【００１０】上記した構成をとることにより、間接マッ
プを原理的に必要としない、安価で高速なディスク記憶
装置、ならびにディスク記憶制御システムを構築でき
る。
プを原理的に必要としない、安価で高速なディスク記憶
装置、ならびにディスク記憶制御システムを構築でき
る。
【００１１】
【発明の実施の形態】図１は本発明を適用して構成した
ディスク記憶装置の概念構成図である。本発明のディス
ク記憶制御システムは、制御装置１、ディスク装置２
（２１，２２，２３，２４）、揮発性メモリ３、不揮発
性メモリ４から構成される。揮発性メモリ３には、書込
の時間的順序を維持するためのタイムスタンプ５、不揮
発性メモリ４には、ディスク装置２に書き込むデータを
ログ構造化して保持する書込バッファ６、書込バッファ
６内の空き領域および保持されている書込データの論理
アドレスの情報を保持するバッファ管理情報７が格納さ
れている。制御装置１はこれらタイムスタンプ５、書込
バッファ６、バッファ管理情報７を管理し、ディスク装
置２への書込みを制御する。
ディスク記憶装置の概念構成図である。本発明のディス
ク記憶制御システムは、制御装置１、ディスク装置２
（２１，２２，２３，２４）、揮発性メモリ３、不揮発
性メモリ４から構成される。揮発性メモリ３には、書込
の時間的順序を維持するためのタイムスタンプ５、不揮
発性メモリ４には、ディスク装置２に書き込むデータを
ログ構造化して保持する書込バッファ６、書込バッファ
６内の空き領域および保持されている書込データの論理
アドレスの情報を保持するバッファ管理情報７が格納さ
れている。制御装置１はこれらタイムスタンプ５、書込
バッファ６、バッファ管理情報７を管理し、ディスク装
置２への書込みを制御する。
【００１２】図２に、不揮発性メモリ４に割り付けられ
る書込みバッファ６とバッファ管理情報７の関係を示
す。制御装置１は外部接続されるホスト機器から要求さ
れた書込みデータを、ディスク装置２に対して即書込ま
ずに、ブロック単位に分割して書込みバッファ６に順番
に詰めて（ログ形式に）格納していく。この時、書込み
データのホスト機器から見た論理アドレスを、バッファ
管理テーブル７の格納したバッファ領域に対応するエン
トリーに保存する。また、そのエントリにデータが割り
当てられたことを示すフラッグ“Ｆ”を立てる。よっ
て、このバッファ管理情報（テーブル）７を調べること
により、ホスト機器から受け取った書込みデータを格納
すべき次のバッファ領域を決めることが出来る。図２に
示す例では、バッファ領域Ｂ７まで書込みデータが格納
されており、Ｂ０、Ｂ１，... 、Ｂ７の論理アドレスが
ＬＡ１３４、ＬＡ９９、... 、ＬＡ６７８であることを
表わしている。
る書込みバッファ６とバッファ管理情報７の関係を示
す。制御装置１は外部接続されるホスト機器から要求さ
れた書込みデータを、ディスク装置２に対して即書込ま
ずに、ブロック単位に分割して書込みバッファ６に順番
に詰めて（ログ形式に）格納していく。この時、書込み
データのホスト機器から見た論理アドレスを、バッファ
管理テーブル７の格納したバッファ領域に対応するエン
トリーに保存する。また、そのエントリにデータが割り
当てられたことを示すフラッグ“Ｆ”を立てる。よっ
て、このバッファ管理情報（テーブル）７を調べること
により、ホスト機器から受け取った書込みデータを格納
すべき次のバッファ領域を決めることが出来る。図２に
示す例では、バッファ領域Ｂ７まで書込みデータが格納
されており、Ｂ０、Ｂ１，... 、Ｂ７の論理アドレスが
ＬＡ１３４、ＬＡ９９、... 、ＬＡ６７８であることを
表わしている。
【００１３】また、ディスク装置２（２１〜２４）は、
それぞれブロックサイズの整数倍（Ｋ）であるストライ
プユニットと呼ぶあらかじめ決められた単位（そのディ
スク装置の１トラック長に近いサイズが良い。）で書込
みを行う。この時、ディスク装置２１〜２４の物理的に
同じ位置のストライプユニットは１つのストライプとし
て、同じタイミングで書込みが行われる。また、実際の
ディスク装置２１〜２４を合わせて全記憶容量よりも少
ない容量のディスク装置としてホスト機器に見せてい
る。具体的には、ホスト機器が最初に記憶容量を問い合
わせて来たとき、その返答として少ない容量を返す。従
って、ホスト機器から論理的に読み書きできる記憶領域
のほかに余分な記憶領域が確保されることになる。この
領域を空領域と呼ぶことにする。
それぞれブロックサイズの整数倍（Ｋ）であるストライ
プユニットと呼ぶあらかじめ決められた単位（そのディ
スク装置の１トラック長に近いサイズが良い。）で書込
みを行う。この時、ディスク装置２１〜２４の物理的に
同じ位置のストライプユニットは１つのストライプとし
て、同じタイミングで書込みが行われる。また、実際の
ディスク装置２１〜２４を合わせて全記憶容量よりも少
ない容量のディスク装置としてホスト機器に見せてい
る。具体的には、ホスト機器が最初に記憶容量を問い合
わせて来たとき、その返答として少ない容量を返す。従
って、ホスト機器から論理的に読み書きできる記憶領域
のほかに余分な記憶領域が確保されることになる。この
領域を空領域と呼ぶことにする。
【００１４】更に、タイムスタンプ５は、ホストからの
書込みデータが実際にディスク装置２に書込まれる時に
付加される情報で、ディスク装置２内でのデータ書込み
順序を判定するのに用いる。よって、書込みバッファ６
のデータがディスク装置２に書込まれる毎にタイムスタ
ンプ５がインクリメントされる。
書込みデータが実際にディスク装置２に書込まれる時に
付加される情報で、ディスク装置２内でのデータ書込み
順序を判定するのに用いる。よって、書込みバッファ６
のデータがディスク装置２に書込まれる毎にタイムスタ
ンプ５がインクリメントされる。
【００１５】図１に示す本発明実施例の動作について図
２〜図１２を参照しながら詳細に説明する。
２〜図１２を参照しながら詳細に説明する。
【００１６】まず、書込み動作から説明する。ホスト機
器から書込むべきデータとその論理アドレスを受け取っ
た制御装置１は、不揮発性メモリ４上の書込みバッファ
６の空領域にブロック単位に分割して詰めて格納する。
また、受け取った論理アドレスはブロック毎のアドレス
に変換して、バッファ管理テーブル７の対応するエント
リに格納する。なお、既に書込みバッファ６に格納され
ているデータに対する更新データの場合には、書込みバ
ッファ６の空領域に詰めて格納するのではなく、直接書
込みバッファ６内の旧データを変更する。
器から書込むべきデータとその論理アドレスを受け取っ
た制御装置１は、不揮発性メモリ４上の書込みバッファ
６の空領域にブロック単位に分割して詰めて格納する。
また、受け取った論理アドレスはブロック毎のアドレス
に変換して、バッファ管理テーブル７の対応するエント
リに格納する。なお、既に書込みバッファ６に格納され
ているデータに対する更新データの場合には、書込みバ
ッファ６の空領域に詰めて格納するのではなく、直接書
込みバッファ６内の旧データを変更する。
【００１７】ホスト機器からの書込みデータが１ストラ
イプ分に１ブロック少ない数（Ｋ＊４―１）だけ書込み
バッファ６に溜まった段階で、制御装置１はそれらのデ
ータをディスク装置２に書込みに行く。この時、最後の
書込みブロックとして、書込み管理テーブル７に格納さ
れた各ブロックの論理アドレスと揮発性メモリ３上のタ
イムスタンプ５から論理アドレスタグブロックを作成す
る。この論理アドレスタグブロック内のアドレスデータ
とデータブロックの間には、１対１の関係があらかじめ
設定されており、各データブロックの論理アドレスが分
かるようになっている。その後、この論理アドレスタグ
ブロックを加えた１ストライプ分のデータを、まとめて
ディスク装置２１〜２４の空領域に同時に書込む。この
様子は図３に示されている。
イプ分に１ブロック少ない数（Ｋ＊４―１）だけ書込み
バッファ６に溜まった段階で、制御装置１はそれらのデ
ータをディスク装置２に書込みに行く。この時、最後の
書込みブロックとして、書込み管理テーブル７に格納さ
れた各ブロックの論理アドレスと揮発性メモリ３上のタ
イムスタンプ５から論理アドレスタグブロックを作成す
る。この論理アドレスタグブロック内のアドレスデータ
とデータブロックの間には、１対１の関係があらかじめ
設定されており、各データブロックの論理アドレスが分
かるようになっている。その後、この論理アドレスタグ
ブロックを加えた１ストライプ分のデータを、まとめて
ディスク装置２１〜２４の空領域に同時に書込む。この
様子は図３に示されている。
【００１８】また、タイムスタンプ５の値は書込みが完
了した段階でインクリメントされる。このように、多数
の細かいディスク書込みを１回にまとめられるので、デ
ィスク書込み性能が大きく向上する。
了した段階でインクリメントされる。このように、多数
の細かいディスク書込みを１回にまとめられるので、デ
ィスク書込み性能が大きく向上する。
【００１９】次に、詰替え処理について説明する。旧デ
ータの領域を直接書き換えるのではなく、更新データを
溜めておき、ディスク装置２内のあらかじめ用意した別
の空領域にまとめて書込む方法では空領域が常に存在す
ることが必須である。そのため、ホスト機器からのディ
スクアクセスが空いている間に、既に他の領域にデータ
が書込まれ無効になっているデータを寄せ集めて空領域
を作る必要がある。この処理を詰替え処理と呼ぶ。この
詰替え処理は無効ブロック判定とストライプ統合の２つ
のステップからなる。
ータの領域を直接書き換えるのではなく、更新データを
溜めておき、ディスク装置２内のあらかじめ用意した別
の空領域にまとめて書込む方法では空領域が常に存在す
ることが必須である。そのため、ホスト機器からのディ
スクアクセスが空いている間に、既に他の領域にデータ
が書込まれ無効になっているデータを寄せ集めて空領域
を作る必要がある。この処理を詰替え処理と呼ぶ。この
詰替え処理は無効ブロック判定とストライプ統合の２つ
のステップからなる。
【００２０】無効ブロック判定の例として、図４に示す
順番でホスト機器から１ブロックサイズのデータ書込み
がある場合を考える。図中のＬ××はホストから渡され
る論理アドレス、Ｓ××は書込み順番を表わす。本発明
実施例では、書込みバッファ６は１５ブロックのデータ
を保持できるので、最初のＳ１〜Ｓ１５の書込みデータ
が１つのストライプ（ＳＴ１）にまとめられ、タイムス
タンプＴ１が付加されてディスク装置の空領域に書き出
される。同様に、Ｓ１６〜Ｓ３０の書込みデータが別の
ストライプ（ＳＴ２）としてタイムスタンプＴ２が付加
されて別の空領域に書き出される。なお、書き出し毎に
タイムスタンプ５はインクリメントされるのでＴ１＜Ｔ
２の関係がある。
順番でホスト機器から１ブロックサイズのデータ書込み
がある場合を考える。図中のＬ××はホストから渡され
る論理アドレス、Ｓ××は書込み順番を表わす。本発明
実施例では、書込みバッファ６は１５ブロックのデータ
を保持できるので、最初のＳ１〜Ｓ１５の書込みデータ
が１つのストライプ（ＳＴ１）にまとめられ、タイムス
タンプＴ１が付加されてディスク装置の空領域に書き出
される。同様に、Ｓ１６〜Ｓ３０の書込みデータが別の
ストライプ（ＳＴ２）としてタイムスタンプＴ２が付加
されて別の空領域に書き出される。なお、書き出し毎に
タイムスタンプ５はインクリメントされるのでＴ１＜Ｔ
２の関係がある。
【００２１】ここで、図から分かるように論理アドレス
Ｌ９、Ｌ１８のデータはタイムスタンプＴ１のストライ
プではＳ５、Ｓ２として、タイムスタンプＴ２のストラ
イプではＳ１９、Ｓ２１のブロックとして重複して存在
する。書込まれた順番を考えると、Ｓ１９，Ｓ２１のデ
ータブロックが有効であり、Ｓ５、Ｓ２のデータは無効
と判定されなければならない。しかし、ここで便宜上使
った書込み順番Ｓ××は実際のディスク上に記録されて
いない。
Ｌ９、Ｌ１８のデータはタイムスタンプＴ１のストライ
プではＳ５、Ｓ２として、タイムスタンプＴ２のストラ
イプではＳ１９、Ｓ２１のブロックとして重複して存在
する。書込まれた順番を考えると、Ｓ１９，Ｓ２１のデ
ータブロックが有効であり、Ｓ５、Ｓ２のデータは無効
と判定されなければならない。しかし、ここで便宜上使
った書込み順番Ｓ××は実際のディスク上に記録されて
いない。
【００２２】そこで、ストライプ内の論理アドレスタグ
を使ってこの判定を行う。図４の例における、２つのス
トライプＳＴ１，ＳＴ２の論理アドレスタグＴＧ１、Ｔ
Ｇ２の内容は図５の通りである。図から分かるように、
２つの論理アドレスタグＴＧ１、ＴＧ２に同じ論理アド
レスＬ９、Ｌ１８のデータが含まれており、ストライプ
ＳＴ１のブロックＢ５、Ｂ２とストライプＳＴ２のブロ
ックＢ４、Ｂ６のどちらかのデータが無効である。さら
に、論理アドレスタグＴＧ１のタイムスタンプＴ１と論
理アドレスタグＴＧ２のタイムスタンプＴ２を比較する
と、Ｔ１＜Ｔ２の関係にあることから、ストライプＳＴ
１のブロックＢ５、Ｂ２が無効であることが判定でき
る。以上説明のように、ディスク装置２内の論理アドレ
スタグを調べることにより無効なデータブロックを見つ
けることができる。
を使ってこの判定を行う。図４の例における、２つのス
トライプＳＴ１，ＳＴ２の論理アドレスタグＴＧ１、Ｔ
Ｇ２の内容は図５の通りである。図から分かるように、
２つの論理アドレスタグＴＧ１、ＴＧ２に同じ論理アド
レスＬ９、Ｌ１８のデータが含まれており、ストライプ
ＳＴ１のブロックＢ５、Ｂ２とストライプＳＴ２のブロ
ックＢ４、Ｂ６のどちらかのデータが無効である。さら
に、論理アドレスタグＴＧ１のタイムスタンプＴ１と論
理アドレスタグＴＧ２のタイムスタンプＴ２を比較する
と、Ｔ１＜Ｔ２の関係にあることから、ストライプＳＴ
１のブロックＢ５、Ｂ２が無効であることが判定でき
る。以上説明のように、ディスク装置２内の論理アドレ
スタグを調べることにより無効なデータブロックを見つ
けることができる。
【００２３】ストライプ統合の例として、図６に示すよ
うに２つのストライプＳＴ３，ＳＴ４を１つのストライ
プＳＴ５に統合する場合を考える。図に示すように、ス
トライプＳＴ３ではＢ２、Ｂ７，Ｂ８，Ｂ１２，Ｂ１３
の５ブロックが有効で他の１０ブロックは無効（ハッチ
ング）であるとする。同様に、ストライプＳＴ４ではブ
ロックＢ１８，Ｂ１９，Ｂ２０，Ｂ２１，Ｂ２２，Ｂ２
４，Ｂ２５、Ｂ２７，Ｂ２９の９ブロックが有効で他の
６ブロックが無効（ハッチング）であるとする。２つの
ストライプの有効ブロックは合わせて１４ブロックしか
ないので、この２つのブロックを１つに統合することに
より、結果として１つの空領域が作れる。
うに２つのストライプＳＴ３，ＳＴ４を１つのストライ
プＳＴ５に統合する場合を考える。図に示すように、ス
トライプＳＴ３ではＢ２、Ｂ７，Ｂ８，Ｂ１２，Ｂ１３
の５ブロックが有効で他の１０ブロックは無効（ハッチ
ング）であるとする。同様に、ストライプＳＴ４ではブ
ロックＢ１８，Ｂ１９，Ｂ２０，Ｂ２１，Ｂ２２，Ｂ２
４，Ｂ２５、Ｂ２７，Ｂ２９の９ブロックが有効で他の
６ブロックが無効（ハッチング）であるとする。２つの
ストライプの有効ブロックは合わせて１４ブロックしか
ないので、この２つのブロックを１つに統合することに
より、結果として１つの空領域が作れる。
【００２４】ストライプ統合では図６に示すように、２
つのストライプＳＴ３，ＳＴ４を揮発性メモリ３内に読
み出し、有効ブロックだけを詰めて書込みバッファ６に
移す。それに合わせ、図７に示すように、論理アドレス
タグもＴＧ３、ＴＧ４から有効ブロックの論理アドレス
だけを対応する位置に移し、新しい論理アドレスタグＴ
Ｇ５を作りその時点のタイムスタンプを更新する。
つのストライプＳＴ３，ＳＴ４を揮発性メモリ３内に読
み出し、有効ブロックだけを詰めて書込みバッファ６に
移す。それに合わせ、図７に示すように、論理アドレス
タグもＴＧ３、ＴＧ４から有効ブロックの論理アドレス
だけを対応する位置に移し、新しい論理アドレスタグＴ
Ｇ５を作りその時点のタイムスタンプを更新する。
【００２５】この例では１４個の有効ブロックしかなか
ったので、更にホスト機器から１つの書込みブロックを
待ってストライプを完成させてディスク装置２の空領域
にまとめて書込む。この場合、ディスク領域は有効に活
用されるが、ホスト機器からバーストでディスクアクセ
スがある場合、書込みを待たすためディスクアクセスを
集中させてしまう危険性がある。そこで、最後のデータ
ブロックは空状態のままアクセスが空いている間に書込
んでしまうことも可能である。このとき、論理アドレス
タグＴＧ５の最後のデータブロックに対する論理アドレ
スには−１等ＮＵＬＬアドレスを入れることによりデー
タが入っていないことを表わせるので問題はない。
ったので、更にホスト機器から１つの書込みブロックを
待ってストライプを完成させてディスク装置２の空領域
にまとめて書込む。この場合、ディスク領域は有効に活
用されるが、ホスト機器からバーストでディスクアクセ
スがある場合、書込みを待たすためディスクアクセスを
集中させてしまう危険性がある。そこで、最後のデータ
ブロックは空状態のままアクセスが空いている間に書込
んでしまうことも可能である。このとき、論理アドレス
タグＴＧ５の最後のデータブロックに対する論理アドレ
スには−１等ＮＵＬＬアドレスを入れることによりデー
タが入っていないことを表わせるので問題はない。
【００２６】次に、このように書かれたデータブロック
の読み出し動作について説明する。詰め替え処理の無効
ブロック判定を、ディスク装置２内の全ストライプの論
理アドレスタグに対して行うことにより、全論理アドレ
スに対する有効ブロックの物理的位置を検出できる。従
って、原理的には、ホスト機器から読み出しブロックの
論理アドレスを受け取る度に全ストライプのチェックを
行うことにより、読み出すべき物理ブロックを見つけ出
すことが出来る。しかし、この方法ではブロック読み出
しに膨大な時間が掛ってしまい実用的でない。
の読み出し動作について説明する。詰め替え処理の無効
ブロック判定を、ディスク装置２内の全ストライプの論
理アドレスタグに対して行うことにより、全論理アドレ
スに対する有効ブロックの物理的位置を検出できる。従
って、原理的には、ホスト機器から読み出しブロックの
論理アドレスを受け取る度に全ストライプのチェックを
行うことにより、読み出すべき物理ブロックを見つけ出
すことが出来る。しかし、この方法ではブロック読み出
しに膨大な時間が掛ってしまい実用的でない。
【００２７】そこで、システム起動時にだけ全ストライ
プの論理アドレスタグの調査を行ない、揮発性メモリ３
上に論理アドレスから物理アドレスへの変換マップを作
る。ホスト機器からの読み出し要求に対してはこの変換
マップを使って有効ブロックへのアクセスを行う。これ
により、常にアドレスタグの調査をしなくても良く、読
み出し時に性能が大きく低下することはない。また、こ
の変換マップは何時でも全ストライプを調査することで
再生できるため、従来のように電源障害に備えて不揮発
メモリ４に格納する必要もない。
プの論理アドレスタグの調査を行ない、揮発性メモリ３
上に論理アドレスから物理アドレスへの変換マップを作
る。ホスト機器からの読み出し要求に対してはこの変換
マップを使って有効ブロックへのアクセスを行う。これ
により、常にアドレスタグの調査をしなくても良く、読
み出し時に性能が大きく低下することはない。また、こ
の変換マップは何時でも全ストライプを調査することで
再生できるため、従来のように電源障害に備えて不揮発
メモリ４に格納する必要もない。
【００２８】ここで、変換マップについて図８を用いて
説明する。変換マップは図に示すように、各論理アドレ
スに対するブロックが格納されているストライプ番号Ｓ
Ｔ＃とそのストライプ内のブロック番号ＢＬＫ＃、さら
にそのタイムスタンプＴＳ＃をテーブル形式で保持して
いる。従って、論理アドレスＬ０〜Ｌｎが与えられれ
ば、このテーブルを索引することによりＳＴ＃とＢＬＫ
＃から簡単に実際の物理アドレスが求まる。
説明する。変換マップは図に示すように、各論理アドレ
スに対するブロックが格納されているストライプ番号Ｓ
Ｔ＃とそのストライプ内のブロック番号ＢＬＫ＃、さら
にそのタイムスタンプＴＳ＃をテーブル形式で保持して
いる。従って、論理アドレスＬ０〜Ｌｎが与えられれ
ば、このテーブルを索引することによりＳＴ＃とＢＬＫ
＃から簡単に実際の物理アドレスが求まる。
【００２９】また、システム起動時の変換マップの作成
は、調査した論理アドレスタグの全論理アドレスについ
て、テーブルのタイムスタンプより論理アドレスタグの
タイムスタンプが大きいときだけ、そのストライプ番号
と対応するブロック番号をテーブルに登録する。この調
査を全ストライプについて行えば、有効ブロックだけを
指す変換マップが出来る。更に、ディスク装置２にスト
ライプを書込む毎に、その論理アドレスタグに対して同
様の処理を行うことにより、この変換マップは常に有効
なブロックを指す。また、ディスクアクセスが空いてい
るときに、各ストライプの論理アドレスタグと変換マッ
プを比較検査することにより、メモリ障害等でこの変換
マップが不正な値になっても検出訂正が可能である。
は、調査した論理アドレスタグの全論理アドレスについ
て、テーブルのタイムスタンプより論理アドレスタグの
タイムスタンプが大きいときだけ、そのストライプ番号
と対応するブロック番号をテーブルに登録する。この調
査を全ストライプについて行えば、有効ブロックだけを
指す変換マップが出来る。更に、ディスク装置２にスト
ライプを書込む毎に、その論理アドレスタグに対して同
様の処理を行うことにより、この変換マップは常に有効
なブロックを指す。また、ディスクアクセスが空いてい
るときに、各ストライプの論理アドレスタグと変換マッ
プを比較検査することにより、メモリ障害等でこの変換
マップが不正な値になっても検出訂正が可能である。
【００３０】以上説明のように、変換マップ作成の主な
処理は論理アドレスタグの検査である。故に、大容量デ
ィスク装置のように論理アドレスタグ数が多い場合、電
源障害やシステム起動時の変換マップ作成に長時間かか
ってしまう。特に、図２に示すように、論理アドレスタ
グブロックが１台のディスク装置２４に集中すると、シ
ステム起動時にはこのディスクにアクセスが集中し、論
理アドレスタグの調査を並列に行うことが出来ない。そ
こで、図９に示すように、ストライプによって論理アド
レスタグが格納されるディスク装置を４台に分散し並列
に論理アドレスタグを調査することにより、この変換マ
ップ作成に要する時間を１／４に短縮できる。
処理は論理アドレスタグの検査である。故に、大容量デ
ィスク装置のように論理アドレスタグ数が多い場合、電
源障害やシステム起動時の変換マップ作成に長時間かか
ってしまう。特に、図２に示すように、論理アドレスタ
グブロックが１台のディスク装置２４に集中すると、シ
ステム起動時にはこのディスクにアクセスが集中し、論
理アドレスタグの調査を並列に行うことが出来ない。そ
こで、図９に示すように、ストライプによって論理アド
レスタグが格納されるディスク装置を４台に分散し並列
に論理アドレスタグを調査することにより、この変換マ
ップ作成に要する時間を１／４に短縮できる。
【００３１】この他、ディスク装置２の記憶領域を複数
のセグメントに分割管理することにより、変換マップ作
成に必要な論理アドレスタグの検査数を削減できる。図
１０にセグメント分割方式におけるディスク装置の記憶
領域の構成を示す。図に示すように、ディスク装置の記
憶領域は、ストライプを単位としてセグメント管理情報
（ハッチング）と４つのセグメントに分割される。ここ
で、セグメントとは書込みバッファデータの一括書込み
や詰め替え処理のディスク書込みがある期間集中して行
われる単位領域のことである。例えば、セグメント２が
ディスク書込みの対象である間は、セグメント１、３、
４には書込みに行かないように空領域の選択を制御す
る。
のセグメントに分割管理することにより、変換マップ作
成に必要な論理アドレスタグの検査数を削減できる。図
１０にセグメント分割方式におけるディスク装置の記憶
領域の構成を示す。図に示すように、ディスク装置の記
憶領域は、ストライプを単位としてセグメント管理情報
（ハッチング）と４つのセグメントに分割される。ここ
で、セグメントとは書込みバッファデータの一括書込み
や詰め替え処理のディスク書込みがある期間集中して行
われる単位領域のことである。例えば、セグメント２が
ディスク書込みの対象である間は、セグメント１、３、
４には書込みに行かないように空領域の選択を制御す
る。
【００３２】また、あるセグメントの空領域が少なくな
りディスク書込みを他のセグメントへ切替えるときには
セグメント管理情報をディスク装置に保存する。セグメ
ント管理情報は図１１に示すように、セグメント番号と
切替え時変換マップから構成される。セグメント番号と
は切替え先のセグメント番号で、切替え時変換マップと
はセグメントを切替える時点の揮発性メモリ３上の変換
マップの状態である。
りディスク書込みを他のセグメントへ切替えるときには
セグメント管理情報をディスク装置に保存する。セグメ
ント管理情報は図１１に示すように、セグメント番号と
切替え時変換マップから構成される。セグメント番号と
は切替え先のセグメント番号で、切替え時変換マップと
はセグメントを切替える時点の揮発性メモリ３上の変換
マップの状態である。
【００３３】なお、切替え時変換マップはセグメントが
切替える度に全て上書きするのではなく、直前のセグメ
ントに書込まれた論理アドレスのエントリだけを書き戻
せばよい。従って、前回のセグメント切替え時にタイム
スタンプを覚えておき、変換マップのタイムスタンプを
比較することにより、直前のセグメントに書込まれた論
理アドレスを判定できる。
切替える度に全て上書きするのではなく、直前のセグメ
ントに書込まれた論理アドレスのエントリだけを書き戻
せばよい。従って、前回のセグメント切替え時にタイム
スタンプを覚えておき、変換マップのタイムスタンプを
比較することにより、直前のセグメントに書込まれた論
理アドレスを判定できる。
【００３４】このセグメント分割方式では、セグメント
切替え時にセグメント管理情報を保存している。よっ
て、セグメント切替え時の変換マップをセグメント管理
情報から読み出して、その後でセグメント管理情報のセ
グメント番号で指されるセグメントの論理アドレスタグ
だけを検査するだけで、全論理アドレスタグを検査した
場合と同じ変換マップが再現できる。従って、この方式
により必要な論理アドレスタグの検査数は１セグメント
分で良く、この例では変換マップの作成に要する時間を
１／４に短縮できる。
切替え時にセグメント管理情報を保存している。よっ
て、セグメント切替え時の変換マップをセグメント管理
情報から読み出して、その後でセグメント管理情報のセ
グメント番号で指されるセグメントの論理アドレスタグ
だけを検査するだけで、全論理アドレスタグを検査した
場合と同じ変換マップが再現できる。従って、この方式
により必要な論理アドレスタグの検査数は１セグメント
分で良く、この例では変換マップの作成に要する時間を
１／４に短縮できる。
【００３５】更に、不揮発性メモリ４上にセグメント内
の全ストライプに対応したビットマップを用意して、セ
グメント切替え時にはこのビットマップをクリアし、一
括書込みや詰替えの書込み時には書込んだストライプに
対応するビットを“１”にセットする。これによりセグ
メントを切替えてから変更の有ったストライプだけがビ
ットマップが“１”になる。従って、変換マップ作成時
にこのビットマップを参照し、変更の有ったストライプ
の論理アドレスタグだけを検査することで検査数をさら
に減らせ、変換マップ作成に要する時間を更に短縮でき
る。
の全ストライプに対応したビットマップを用意して、セ
グメント切替え時にはこのビットマップをクリアし、一
括書込みや詰替えの書込み時には書込んだストライプに
対応するビットを“１”にセットする。これによりセグ
メントを切替えてから変更の有ったストライプだけがビ
ットマップが“１”になる。従って、変換マップ作成時
にこのビットマップを参照し、変更の有ったストライプ
の論理アドレスタグだけを検査することで検査数をさら
に減らせ、変換マップ作成に要する時間を更に短縮でき
る。
【００３６】通常論理アドレスタグのサイズは５１２〜
１０２４バイトであり、ディスクのシーケンシャルアク
セスとランダムアクセスに約５０倍の性能差がある。図
２に示す方式では論理アドレスタグの情報が各ストライ
プ毎とびとびに存在するので、変換マップの作成では時
間のかかるランダムアクセスを行っていた。そこで、図
１２に示すように、論理アドレスタグだけを連続して格
納する専用タグ領域を（セグメント分割する場合は、各
セグメント毎に）用意し、５０倍も高速なシーケンシャ
ルアクセスで論理アドレスタグを読み出せるようにす
る。
１０２４バイトであり、ディスクのシーケンシャルアク
セスとランダムアクセスに約５０倍の性能差がある。図
２に示す方式では論理アドレスタグの情報が各ストライ
プ毎とびとびに存在するので、変換マップの作成では時
間のかかるランダムアクセスを行っていた。そこで、図
１２に示すように、論理アドレスタグだけを連続して格
納する専用タグ領域を（セグメント分割する場合は、各
セグメント毎に）用意し、５０倍も高速なシーケンシャ
ルアクセスで論理アドレスタグを読み出せるようにす
る。
【００３７】そして、ホスト機器からのデータを一括し
て書込みや詰め換えデータの書込み時には、空領域だけ
でなく対応する専用タグ領域にも論理アドレスタグを書
込むようにする。この方法では図２の方式では１ストラ
イプ当たり４回のディスク書込みだったのが、専用領域
への論理アドレスタグの書込みのため１回増える。しか
し、変換マップ作成が５０倍も高速になるので、ディス
ク装置の立ち上がり時間が問題となるときには非常に有
効な手段である。専用タグ領域への書込み時間を最小に
するため、専用タグ領域は図１２に示すように対象領域
の中心してシーク時間を減らす。また、ディスク装置２
はセクタ（５１２バイトなど）単位の書込みであり、専
用タグ領域内の論理アドレスタグはセクタ単位で割り付
け論理アドレスタグの書込み時に読み出しが必要ないよ
うにする。
て書込みや詰め換えデータの書込み時には、空領域だけ
でなく対応する専用タグ領域にも論理アドレスタグを書
込むようにする。この方法では図２の方式では１ストラ
イプ当たり４回のディスク書込みだったのが、専用領域
への論理アドレスタグの書込みのため１回増える。しか
し、変換マップ作成が５０倍も高速になるので、ディス
ク装置の立ち上がり時間が問題となるときには非常に有
効な手段である。専用タグ領域への書込み時間を最小に
するため、専用タグ領域は図１２に示すように対象領域
の中心してシーク時間を減らす。また、ディスク装置２
はセクタ（５１２バイトなど）単位の書込みであり、専
用タグ領域内の論理アドレスタグはセクタ単位で割り付
け論理アドレスタグの書込み時に読み出しが必要ないよ
うにする。
【００３８】最後に、タイムスタンプについて説明す
る。図１に示すように、タイムスタンプは揮発メモリ３
上に記憶されているので、電源障害などにより揮発メモ
リ３上のタイムスタンプが無くなってしまう。そこで、
変換マップと同様にして、システム起動時にだけ全スト
ライプの論理アドレスタグを調査し、一番大きなタイム
スタンプ５の次の値を揮発メモリ３上のタイムスタンプ
５にセットする。なお、変換マップ作成の説明で述べた
時間短縮手法がそのままタイムスタンプの再生にも適用
できる。
る。図１に示すように、タイムスタンプは揮発メモリ３
上に記憶されているので、電源障害などにより揮発メモ
リ３上のタイムスタンプが無くなってしまう。そこで、
変換マップと同様にして、システム起動時にだけ全スト
ライプの論理アドレスタグを調査し、一番大きなタイム
スタンプ５の次の値を揮発メモリ３上のタイムスタンプ
５にセットする。なお、変換マップ作成の説明で述べた
時間短縮手法がそのままタイムスタンプの再生にも適用
できる。
【００３９】また、タイムスタンプ５はディスク装置に
書込むごとにインクリメントされディスク上の書込み順
序の判定するのみに使われる。例として、タイムスタン
プ５が２４ビットのカウンタで構成される場合で説明す
る。２４ビットカウンタでは、１６Ｍ回の書込みでカウ
ンタが一周してゼロに戻ってしまう。そこで、一般的に
は有効なタイムスタンプの最小値を基準にそれより小さ
い値は１６Ｍを加えて比較して判定する。この最小値も
同様にシステム起動時にだけ全ストライプの論理アドレ
スタグを調査して求める。
書込むごとにインクリメントされディスク上の書込み順
序の判定するのみに使われる。例として、タイムスタン
プ５が２４ビットのカウンタで構成される場合で説明す
る。２４ビットカウンタでは、１６Ｍ回の書込みでカウ
ンタが一周してゼロに戻ってしまう。そこで、一般的に
は有効なタイムスタンプの最小値を基準にそれより小さ
い値は１６Ｍを加えて比較して判定する。この最小値も
同様にシステム起動時にだけ全ストライプの論理アドレ
スタグを調査して求める。
【００４０】しかし、この手法が使えるのはタイムスタ
ンプの最大値が最小値を追い越さないこと、つまり、タ
イムスタンプの最大値と最小値の差が２４ビットで表わ
せる範囲以内であることを前提にしている。よって、タ
イムスタンプ５が一周前に必ず全ストライプを更新して
タイムスタンプ値を新しく更新する必要がある。これに
は、無効ブロックが少なくても予め設定した書込み回数
の間更新されなかったストライプを詰替えの対象として
選ぶように制御するか、無効ブロックの論理アドレスを
ＮＵＬＬアドレスにした、そのストライプの論理アドレ
スタグだけを書き換える。ＮＵＬＬアドレスを使う方法
は論理アドレスタグブロックの書き換えであるので詰替
えに比べて非常に軽い処理である。
ンプの最大値が最小値を追い越さないこと、つまり、タ
イムスタンプの最大値と最小値の差が２４ビットで表わ
せる範囲以内であることを前提にしている。よって、タ
イムスタンプ５が一周前に必ず全ストライプを更新して
タイムスタンプ値を新しく更新する必要がある。これに
は、無効ブロックが少なくても予め設定した書込み回数
の間更新されなかったストライプを詰替えの対象として
選ぶように制御するか、無効ブロックの論理アドレスを
ＮＵＬＬアドレスにした、そのストライプの論理アドレ
スタグだけを書き換える。ＮＵＬＬアドレスを使う方法
は論理アドレスタグブロックの書き換えであるので詰替
えに比べて非常に軽い処理である。
【００４１】尚、上述した実施例では、無効ブロックの
判定に２つストライプＳＴ１，ＳＴ２の論理アドレスタ
グを相互に比較して判定する方法のみ説明したが、全無
効ブロックを調べるには２つのストライプ間の全組み合
わせを調べなければならない。しかし、変換マップがあ
れば論理アドレスタグ内の各論理アドレスについて、有
効データを指している変換マップのタイムスタンプとそ
のストライプのタイムスタンプを比較し、値が小さいブ
ロックを無効ブロックと判定できる。
判定に２つストライプＳＴ１，ＳＴ２の論理アドレスタ
グを相互に比較して判定する方法のみ説明したが、全無
効ブロックを調べるには２つのストライプ間の全組み合
わせを調べなければならない。しかし、変換マップがあ
れば論理アドレスタグ内の各論理アドレスについて、有
効データを指している変換マップのタイムスタンプとそ
のストライプのタイムスタンプを比較し、値が小さいブ
ロックを無効ブロックと判定できる。
【００４２】図１はデータを複数ディスクに分散するＲ
ＡＩＤ０の構成を示したが、本発明方式は、パリティを
使った冗長性ディスク構成（ＲＡＩＤ４、５）の場合に
も適用できる。図１３に本発明を適用して構成したＲＡ
ＩＤ５構成のディスク記憶装置の概念図を示す。図１の
構成に冗長用のディスク装置２５が追加された構成であ
り、制御装置１、ディスク装置２（２１，２２，２３，
２４）、揮発性メモリ３、不揮発性メモリ４、タイムス
タンプ５、書込バッファ６、バッファ管理情報７は図１
に示す実施例と同じ機能を有する。
ＡＩＤ０の構成を示したが、本発明方式は、パリティを
使った冗長性ディスク構成（ＲＡＩＤ４、５）の場合に
も適用できる。図１３に本発明を適用して構成したＲＡ
ＩＤ５構成のディスク記憶装置の概念図を示す。図１の
構成に冗長用のディスク装置２５が追加された構成であ
り、制御装置１、ディスク装置２（２１，２２，２３，
２４）、揮発性メモリ３、不揮発性メモリ４、タイムス
タンプ５、書込バッファ６、バッファ管理情報７は図１
に示す実施例と同じ機能を有する。
【００４３】図１３に示す実施例の動作につき、図１に
示す実施例との差異に着目して説明を行なう。書込み処
理では、ホストからの書込みデータが１ストライプ分に
１ブロック少ない数（Ｋ＊４―１）だけ書込みバッファ
６に溜まった段階で、制御装置１はそれらのデータをデ
ィスク装置２１〜２５に書込みに行く。この時、最後の
書込みブロックとして、書込み管理テーブル７に格納さ
れた各ブロックの論理アドレスと揮発性メモリ３上のタ
イムスタンプ５から論理アドレスタグブロックを作成す
るまでは図１に示す実施例と同じである。
示す実施例との差異に着目して説明を行なう。書込み処
理では、ホストからの書込みデータが１ストライプ分に
１ブロック少ない数（Ｋ＊４―１）だけ書込みバッファ
６に溜まった段階で、制御装置１はそれらのデータをデ
ィスク装置２１〜２５に書込みに行く。この時、最後の
書込みブロックとして、書込み管理テーブル７に格納さ
れた各ブロックの論理アドレスと揮発性メモリ３上のタ
イムスタンプ５から論理アドレスタグブロックを作成す
るまでは図１に示す実施例と同じである。
【００４４】その後、この論理アドレスタグブロックを
加えた１ストライプ分のデータからストライプユニット
毎の排他論理輪演算（ＸＯＲ）を行い、パリティのスト
ライプユニットを作成する。そして、このパリティ付き
のストライプのデータをまとめてディスク装置２１〜２
５の空領域に同時に書込む。また、タイムスタンプ５の
値は書込みが完了した段階でインクリメントされる。こ
のように多数の細かいディスク書込みを１回にまとめら
れるのに加え、パリティ計算に旧データや旧パリティの
ブロックを読む必要がないので更にディスクアクセス回
数を減らすことができる。なお、ストライプ詰替え処理
のディスク書込みでも同様にしてパリティ付きのストラ
イプを作成してからディスク装置２に書込む。この様子
を図１４に示す。
加えた１ストライプ分のデータからストライプユニット
毎の排他論理輪演算（ＸＯＲ）を行い、パリティのスト
ライプユニットを作成する。そして、このパリティ付き
のストライプのデータをまとめてディスク装置２１〜２
５の空領域に同時に書込む。また、タイムスタンプ５の
値は書込みが完了した段階でインクリメントされる。こ
のように多数の細かいディスク書込みを１回にまとめら
れるのに加え、パリティ計算に旧データや旧パリティの
ブロックを読む必要がないので更にディスクアクセス回
数を減らすことができる。なお、ストライプ詰替え処理
のディスク書込みでも同様にしてパリティ付きのストラ
イプを作成してからディスク装置２に書込む。この様子
を図１４に示す。
【００４５】パリティＲＡＩＤ構成では、１台のディス
ク装置が故障しても、故障したディスクのデータはスト
ライプを構成する他ディスクのデータとパリティのＸＯ
Ｒを計算することで再現でき、ディスク記憶装置として
のサービスが継続できる。しかし、システム起動時に一
台故障していた場合、論理アドレスタグを格納していな
いディスク装置のデータも読み出して論理アドレスタグ
を再生してから検査するため、変換マップ作成に時間が
かかりシステム起動が完了するまでの時間が大幅に増大
してしまう。
ク装置が故障しても、故障したディスクのデータはスト
ライプを構成する他ディスクのデータとパリティのＸＯ
Ｒを計算することで再現でき、ディスク記憶装置として
のサービスが継続できる。しかし、システム起動時に一
台故障していた場合、論理アドレスタグを格納していな
いディスク装置のデータも読み出して論理アドレスタグ
を再生してから検査するため、変換マップ作成に時間が
かかりシステム起動が完了するまでの時間が大幅に増大
してしまう。
【００４６】そこで、図１５に示すように、ストライプ
を構成するデータブロックを１つ減らして２つのディス
ク装置に同じ論理アドレスタグを書くように制御する。
これにより、ディスク装置が１台故障しても変換マップ
作成時には残っている方の論理アドレスタグを読み出せ
るので、システム起動に要する時間の大幅な増大を回避
できる。
を構成するデータブロックを１つ減らして２つのディス
ク装置に同じ論理アドレスタグを書くように制御する。
これにより、ディスク装置が１台故障しても変換マップ
作成時には残っている方の論理アドレスタグを読み出せ
るので、システム起動に要する時間の大幅な増大を回避
できる。
【００４７】また、変換マップ作成の高速化のために専
用タグ領域を活用する場合、図１６に示されるように、
論理アドレスタグが専用タグ領域に格納されるディスク
装置と、ストライプに格納されるディスク装置を違うよ
うに専用タグ領域の論理アドレスタグの割り付けを制御
することにより、ストライプ内の論理アドレスタグは１
つでよくなる。
用タグ領域を活用する場合、図１６に示されるように、
論理アドレスタグが専用タグ領域に格納されるディスク
装置と、ストライプに格納されるディスク装置を違うよ
うに専用タグ領域の論理アドレスタグの割り付けを制御
することにより、ストライプ内の論理アドレスタグは１
つでよくなる。
【００４８】尚、専用タグ領域へ論理アドレスタグを書
く場合もパリティによるディスク障害対策を行うと、従
来１回の書込み増で済んでいたものが、２回の書込みと
２回の読み出しが必要になって一括書込み時やストライ
プ詰替え時のディスク書込みのオーバヘッドが大きく増
大する。従って、この専用タグ領域の情報はパリティで
障害対策しない。この情報は変換マップ高速化のためで
あり、故障したディスク装置の専用タグ領域に格納され
ていた論理アドレスタグは、ストライプ中のものを（ラ
ンダムアクセスで）見れば良いので問題はない。また、
ランダムアクセスで検査する論理アドレスタグは１／５
だけであるので、変換マップ作成の高速化の効果はあ
る。
く場合もパリティによるディスク障害対策を行うと、従
来１回の書込み増で済んでいたものが、２回の書込みと
２回の読み出しが必要になって一括書込み時やストライ
プ詰替え時のディスク書込みのオーバヘッドが大きく増
大する。従って、この専用タグ領域の情報はパリティで
障害対策しない。この情報は変換マップ高速化のためで
あり、故障したディスク装置の専用タグ領域に格納され
ていた論理アドレスタグは、ストライプ中のものを（ラ
ンダムアクセスで）見れば良いので問題はない。また、
ランダムアクセスで検査する論理アドレスタグは１／５
だけであるので、変換マップ作成の高速化の効果はあ
る。
【００４９】本発明は旧データの領域を書き換えるので
は無く、更新データを溜めておきディスク装置内のあら
かじめ用意した別の空領域にまとめて書込む方法が有効
なあらゆる分野に適用できる。つまり、磁気ディスクだ
けでなくシーケンシャル書込みとランダム書込みで大き
く性能が違う光磁気ディスク等のディスク装置や、小ブ
ロックの更新では２読み出しと２書込みが必要なパリテ
ィによる冗長性を持たせたＲＡＩＤ構成の記憶装置に主
に適用できる。
は無く、更新データを溜めておきディスク装置内のあら
かじめ用意した別の空領域にまとめて書込む方法が有効
なあらゆる分野に適用できる。つまり、磁気ディスクだ
けでなくシーケンシャル書込みとランダム書込みで大き
く性能が違う光磁気ディスク等のディスク装置や、小ブ
ロックの更新では２読み出しと２書込みが必要なパリテ
ィによる冗長性を持たせたＲＡＩＤ構成の記憶装置に主
に適用できる。
【００５０】
【発明の効果】以上説明のように本発明によれば、間接
マップを原理的に何時でも再生できるので、電源障害に
備えて不揮発性メモリに間接マップに保持する必要はな
く、従って非常に安価なディスク記憶装置を構築でき
る。また、ハードウェア障害等により不揮発性メモリの
内容を喪失した場合でも、従来の方法では間接マップが
再生できないのでディスク上のデータ全てを失ってしま
うのに対し、書込みバッファに保持されていた最近の書
込みデータだけが失われるだけでほとんどのディスク上
データはそのまま残っている。従って、障害に対する耐
久性も大きく向上する。更に、電源障害等から回復処理
と通常のシステム起動処理は全く同じで済むので、シス
テム終了時や回復時の特別な処理が不要で開発コストを
軽減できる。
マップを原理的に何時でも再生できるので、電源障害に
備えて不揮発性メモリに間接マップに保持する必要はな
く、従って非常に安価なディスク記憶装置を構築でき
る。また、ハードウェア障害等により不揮発性メモリの
内容を喪失した場合でも、従来の方法では間接マップが
再生できないのでディスク上のデータ全てを失ってしま
うのに対し、書込みバッファに保持されていた最近の書
込みデータだけが失われるだけでほとんどのディスク上
データはそのまま残っている。従って、障害に対する耐
久性も大きく向上する。更に、電源障害等から回復処理
と通常のシステム起動処理は全く同じで済むので、シス
テム終了時や回復時の特別な処理が不要で開発コストを
軽減できる。
【００５１】また、システム起動時の処理も、複数ディ
スク装置への論理アドレスタグの分散配置、論理アドレ
スタグを順次アクセスできる専用タグ領域、記憶領域の
セグメント分割管理などにより高速化できるので、シス
テム起動時の待ち時間を実用上問題無い範囲に押さえら
れる。特に、パリティＲＡＩＤ構成では、論理アドレス
タグを２台のディスク装置に記録することにより、１台
のディスク装置が故障してもシステム起動の時間が増加
しないようにできる。
スク装置への論理アドレスタグの分散配置、論理アドレ
スタグを順次アクセスできる専用タグ領域、記憶領域の
セグメント分割管理などにより高速化できるので、シス
テム起動時の待ち時間を実用上問題無い範囲に押さえら
れる。特に、パリティＲＡＩＤ構成では、論理アドレス
タグを２台のディスク装置に記録することにより、１台
のディスク装置が故障してもシステム起動の時間が増加
しないようにできる。
【図１】本発明の実施例を示すブロック図。
【図２】本発明実施例における書き込みバッファとバッ
ファ管理情報の関係を示すために引用した図。
ファ管理情報の関係を示すために引用した図。
【図３】本発明実施例におけるディスク装置の空領域に
格納される内容を示す図。
格納される内容を示す図。
【図４】ホスト機器から１ブロックサイズのデータ書き
込み順序を示すために引用した図。
込み順序を示すために引用した図。
【図５】図４の例におけるストライプＳＴ１，ＳＴ２の
論理アドレスタグＴＧ１／ＴＧ２の内容を示す図。
論理アドレスタグＴＧ１／ＴＧ２の内容を示す図。
【図６】ストライプＳＴ３／ＳＴ４を１個のストライプ
ＳＴ５に統合する例を示す図。
ＳＴ５に統合する例を示す図。
【図７】ストライプ統合において、論理アドレスタグＴ
Ｇ３／ＴＧ４から論理アドレスタグＴＧ５を作場合の例
を示す図。
Ｇ３／ＴＧ４から論理アドレスタグＴＧ５を作場合の例
を示す図。
【図８】本発明実施例において使用される変換マップの
構成例を示す図。
構成例を示す図。
【図９】ストライプにより論理アドレスタグが格納され
るディスク装置を４台に分散配置した例を示す図。
るディスク装置を４台に分散配置した例を示す図。
【図１０】セグメント分割におけるディスク装置の記憶
領域の割り当てを示す図。
領域の割り当てを示す図。
【図１１】セグメント管理情報のエントリ構成を示す
図。
図。
【図１２】論理アドレスタグを連続して格納する専用タ
グ領域の内容を示す図。
グ領域の内容を示す図。
【図１３】本発明を適用して構成したＲＡＩＤ５による
ディスク装置の実施例を示すブロック図。
ディスク装置の実施例を示すブロック図。
【図１４】図１３に示す実施例の動作概念を示す図。
【図１５】２個のディスク装置に同じ論理アドレスタグ
を書くようにして制御する例を示す図。
を書くようにして制御する例を示す図。
【図１６】変換マップ作成の高速化のために、専用タグ
領域を割付け使用する場合の例を示す図。
領域を割付け使用する場合の例を示す図。
【図１７】従来例におけるデータ更新方法を実現するた
めのシステム構成を示す図。
めのシステム構成を示す図。
１…制御装置、２（２１，２２，２３，２４，２５）…
ディスク装置、３…揮発性メモリ、４…不揮発性メモ
リ、５…タイムスタンプ、６…書き込みバッファ、７…
バッファ管理情報（テーブル）
ディスク装置、３…揮発性メモリ、４…不揮発性メモ
リ、５…タイムスタンプ、６…書き込みバッファ、７…
バッファ管理情報（テーブル）
Claims (26)
- 【請求項１】 Ｎ台のディスク装置から構成されるディ
スク記憶装置において、Ｎ×Ｋ（整数）個の論理ブロッ
クに相当する容量を持つ書込みバッファを有し、この書
込みバッファに更新すべきデータの論理ブロックを蓄積
し、その蓄積した論理ブロックがＮ×Ｋ―１個に達する
までその論理ブロックのデータ更新を遅延させ、前記書
込みバッファに蓄積された各論理ブロックに対する論理
アドレスから構成される論理アドレスタグブロックを生
成して、Ｎ×Ｋ―１個の論理ブロックに前記論理アドレ
スタグブロックを加えたＮ×Ｋ個の論理ブロックを、Ｎ
台のディスク装置上の更新されるべきデータを保持して
いる領域とは別の空領域に連続して順次書込むことを特
徴とするディスク記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項２】 上記書込みは、複数のディスク記装置に
上記物理ブロックが並行して書込まれることを特徴とす
る請求項１記載のディスク記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項３】 上記論理アドレスタグブロックに書き込
み順序を判定するために用いられるタイムスタンプを付
加することを特徴とする請求項１記載のディスク記憶装
置のデータ更新方法。 - 【請求項４】 ディスク装置に記録された論理アドレス
タグブロックを検査し、各論理アドレスに対応するディ
スク装置上の位置を見つけることを特徴とする請求項１
記載のディスク記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項５】 上記の検査において、同じ論理アドレス
を含むストライプ（Ｎ×Ｋ個の論理ブロック）が複数あ
る場合、タイムスタンプが最新のストライプのブロック
を有効ブロックとし、他の同論理アドレスを持つブロッ
クを無効ブロックと判定することを特徴とする請求項４
記載のディスク記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項６】 上記の検査において、最大のタイムスタ
ンプ値を見つけ、次の書込みで付加するタイムスタンプ
を再生することを特徴とする請求項４記載のディスク記
憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項７】 上記の検査において、最小のタイムスタ
ンプ値を見つけ、書込み順序の判定基準となるタイムス
タンプ値を求めることを特徴とする請求項４記載のディ
スク記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項８】 上記ディスク装置上に論理ブロックを連
続して書込めるような空領域を作るため、複数ストライ
プを読み出して有効ブロックだけを前記書込みバッファ
に移し、対応する論理タグブロック内の論理アドレスか
ら新しい論理アドレスタグブロックを生成し、書込みバ
ッファの有効データと生成された論理アドレスタグから
構成されるストライプを、読み出したストライプを保持
していた領域とは別の空領域に順次書込むことを特徴と
する請求項４記載のディスク記憶装置のデータ更新方
法。 - 【請求項９】 上記新しい論理アドレスタグブロックを
生成するとき、有効ブロック数がＮ×Ｋ―１個に満たな
い場合は、新しい論理アドレスタグブロック内のデータ
が格納されないブロックに対応した論理アドレスにはＮ
ＵＬＬアドレスを設定することを特徴とする請求項８記
載のディスク記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項１０】 上記検査において、各論理アドレスに
対するストライプ番号、ストライプ内のブロック番号、
有効データのタイムスタンプから構成される変換マップ
を生成し、ディスク装置の空領域にデータを書き込んだ
後、その論理アドレスタグブロックを元に変換マップを
修正し、常に有効ブロックを指すように管理することを
特徴とする請求項４記載のディスク記憶装置のデータ更
新方法。 - 【請求項１１】 変換マップ作成後、ディスク装置への
アクセスが少ない時間帯に、各ストライプの論理アドレ
スタグブロックを読み出して変換マップとの比較訂正を
行うことを特徴とする請求項１０記載のディスク記憶装
置のデータ更新方法。 - 【請求項１２】 論理アドレスタグブロックが記録され
るディスク装置をストライプによって分散配置し、論理
アドレスタグブロックの検査時、ディスク装置の読み出
しを並列に行うことを特徴とする請求項４記載のディス
ク記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項１３】 ストライプ単位の順次書込みに加え、
論理アドレスタグだけを集めた専用タグ領域にもその論
理アドレスタグを書込み、論理アドレスタグブロックの
検査時にはこの専用タグ領域を順次読み出して調べるこ
とを特徴とする請求項４記載のディスク記憶装置のデー
タ更新方法。 - 【請求項１４】 ディスク装置上の記憶領域をストライ
プ単位に複数のセグメントに分割し、一定期間には１つ
のセグメントにストライプが書込まれるように制御する
とともに、書込むセグメントを切替えるときにはその時
点の変換マップと切替え先のセグメント番号をディスク
装置に記録し、変換マップ作成時には、ディスク装置の
セグメント切替え時の変換マップを見込みディスク装置
に記録されたセグメント番号の論理アドレスタグブロッ
クだけを検査することを特徴とする、請求項４記載のデ
ィスク記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項１５】 不揮発性メモリ上にセグメント内の各
ストライプに対応したビットマップを用意し、書込むセ
グメントを切替えるときにはこのビットマップをクリア
し、ストライプ書込みのときには書込んだストライプに
対応したビットをセットし、変換マップ作成時には、デ
ィスク装置のセグメント切替え時の変換マップを見込
み、ディスク装置に記録されたセグメント番号の論理ア
ドレスタグの中で、ビットマップがセットされているも
ののみ検査することを特徴とする請求項４記載のディス
ク記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項１６】 タイムスタンプの最小値を進めるた
め、無効ブロックが少ないストライプに対しても定期的
に、読み出して有効ブロックだけを前記書込みバッファ
に移し、対応する論理タグブロック内の論理アドレスと
新しいタイムスタンプから論理アドレスタグブロックを
生成し、書込みバッファの有効データと生成された論理
アドレスタグブロックから構成されるストライプを、読
み出したストライプを保持していた領域とは別の空領域
に順次書込むことを特徴とする請求項７記載のディスク
記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項１７】 タイムスタンプの最小値を進めるた
め、無効ブロックが少ないストライプに対して定期的
に、論理アドレスタグブロックだけを読み出して無効ブ
ロックの論理アドレスをＮＵＬＬアドレスとした新しい
タイムスタンプを付加した論理アドレスタグブロックを
生成し、ここで生成された論理アドレスタグブロックを
読み出した論理アドレスタグブロックに上書きすること
を特徴とする請求項４記載のディスク記憶装置のデータ
更新方法。 - 【請求項１８】 変換マップ作成後、ディスク装置上の
論理アドレスタグブロックのタイムスタンプと対応する
変換マップのタイムスタンプを比較し、無効ブロックを
判定することを特徴とする請求項９記載のディスク記憶
装置のデータ更新方法。 - 【請求項１９】 Ｎ台のディスク装置から構成されるデ
ィスク記憶装置において、（Ｎ―１）×Ｋ個の論理ブロ
ックに相当する容量を持つ書込みバッファを備え、この
書込みバッファに更新すべきデータの論理ブロックを蓄
積して、その蓄積した論理ブロックが選択した個数に達
するまでその論理ブロックの更新を遅延させ、前記書込
みバッファに蓄積された各論理ブロックに対する論理ア
ドレスから構成される論理アドレスタグブロックを生成
して、選択した個数の論理ブロックに前記論理アドレス
タグブロックを加えた（Ｎ―１）×Ｋ個のデータ論理ブ
ロックからＫ個のパリティブロックを生成し、このデー
タ論理ブロックにパリティブロックを加えたＮ×Ｋ個の
論理ブロックをＮ台のディスク装置上の更新されるべき
データを保持している領域とは別の空領域に連続した書
込み操作で順次書込むことを特徴とするディスク記憶装
置のデータ更新方式。 - 【請求項２０】 上記選択した個数として（Ｎ−１）×
Ｋ―１とし、１個のディスク装置に論理アドレスタグブ
ロックが記録されるようにすることを特徴とする請求項
１９記載のディスク記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項２１】 上記選択した個数として（Ｎ−１）×
Ｋ―２とし、１パリティストライプで２個のディスク装
置に論理アドレスタグブロックが記録されるように、２
つの論理アドレスタブブロックを割り付けることを特徴
とする請求項１９記載のディスク記憶装置のデータ更新
方法。 - 【請求項２２】 ディスク装置に記録された論理アドレ
スタグブロックを検査するのに、パリティストライプ単
位の順次書込みに加え、論理アドレスタグを集めた専用
タグ領域にもその論理アドレスタグを書込み、この専用
タグ領域の書込みデータはパリティで保護しないかわり
に、パリティストライプ内の論理アドレスタグが記録さ
れるディスク装置と専用タグ領域の論理アドレスタグが
記録されるディスク装置が異なるように専用タグ領域を
割り付けることを特徴とする請求項２０記載のディスク
記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項２３】 Ｎ台のディスク装置から構成されるデ
ィスク記憶装置と、Ｎ×Ｋ（整数）個の論理ブロックに
相当する容量を持つ書込みバッファと、この書込みバッ
ファに更新すべきデータの論理ブロックを蓄積し、その
蓄積した論理ブロックがＮ×Ｋ―１個に達するまでその
論理ブロックのデータ更新を遅延させ、前記書込みバッ
ファに蓄積された各論理ブロックに対する論理アドレス
から構成される論理アドレスタグブロックを生成して、
Ｎ×Ｋ―１個の論理ブロックに前記論理アドレスタグブ
ロックを加えたＮ×Ｋ個の論理ブロックを、Ｎ台のディ
スク装置上の更新されるべきデータを保持している領域
とは別の空領域に連続して順次書込む制御装置とを具備
することを特徴とするディスク記憶制御システム。 - 【請求項２４】 書き込みの時間的順序を維持するタイ
ムスタンプが格納される揮発性メモリと、ディスク装置
に書き込むべきデータをログ構造化して保持する上記書
き込みバッファ、ならびに、書き込みバッファ内の空き
領域及び保持されている書き込みデータの論理アドレス
情報を保持するバッファ管理情報が格納される不揮発性
メモリを具備することを特徴とする請求項２３記載のデ
ィスク記憶制御システム。 - 【請求項２５】 Ｎ台のディスク装置から構成されるデ
ィスク記憶装置と、（Ｎ―１）×Ｋ個の論理ブロックに
相当する容量を持つ書込みバッファと、この書込みバッ
ファに更新すべきデータの論理ブロックを蓄積して、そ
の蓄積した論理ブロックが選択した個数に達するまでそ
の論理ブロックの更新を遅延させ、前記書込みバッファ
に蓄積された各論理ブロックに対する論理アドレスから
構成される論理アドレスタグブロックを生成して、選択
した個数の論理ブロックに前記論理アドレスタグブロッ
クを加えた（Ｎ―１）×Ｋ個のデータ論理ブロックから
Ｋ個のパリティブロックを生成し、このデータ論理ブロ
ックにパリティブロックを加えたＮ×Ｋ個の論理ブロッ
クをＮ台のディスク装置上の更新されるべきデータを保
持している領域とは別の空領域に連続した書込み操作で
順次書込制御装置とを具備することを特徴とするディス
ク記憶制御システム。 - 【請求項２６】 パリティを使った冗長性ディスク構成
をとるために冗長ディスク装置を付加し、更に、書き込
みの時間的順序を維持するタイムスタンプが格納される
揮発性メモリと、ディスク装置に書き込むべきデータを
ログ構造化して保持する上記書き込みバッファ、ならび
に、書き込みバッファ内の空き領域及び保持されている
書き込みデータの論理アドレス情報を保持するバッファ
管理情報が格納される不揮発性メモリを具備することを
特徴とする請求項２５記載のディスク記憶制御システ
ム。
Priority Applications (7)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9214656A JPH1153235A (ja) | 1997-08-08 | 1997-08-08 | ディスク記憶装置のデータ更新方法、ならびにディスク記憶制御システム |
| KR1019980027214A KR100310896B1 (ko) | 1997-08-08 | 1998-07-07 | 디스크기억장치의데이터갱신방법및디스크기억제어장치 |
| DE69831455T DE69831455T2 (de) | 1997-08-08 | 1998-07-09 | Datenaktualisierungsverfahren für ein Plattenspeichersteuergerät |
| EP98112743A EP0898228B1 (en) | 1997-08-08 | 1998-07-09 | Disk storage data updating method and disk storage controller |
| US09/128,774 US6219752B1 (en) | 1997-08-08 | 1998-08-04 | Disk storage data updating method and disk storage controller |
| CNB011255730A CN1194298C (zh) | 1997-08-08 | 1998-08-07 | 盘存储装置的数据更新方法和盘存储控制装置 |
| CNB981162282A CN1174318C (zh) | 1997-08-08 | 1998-08-07 | 盘存储装置的数据更新方法和盘存储控制装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9214656A JPH1153235A (ja) | 1997-08-08 | 1997-08-08 | ディスク記憶装置のデータ更新方法、ならびにディスク記憶制御システム |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH1153235A true JPH1153235A (ja) | 1999-02-26 |
Family
ID=16659392
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP9214656A Pending JPH1153235A (ja) | 1997-08-08 | 1997-08-08 | ディスク記憶装置のデータ更新方法、ならびにディスク記憶制御システム |
Country Status (6)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6219752B1 (ja) |
| EP (1) | EP0898228B1 (ja) |
| JP (1) | JPH1153235A (ja) |
| KR (1) | KR100310896B1 (ja) |
| CN (2) | CN1194298C (ja) |
| DE (1) | DE69831455T2 (ja) |
Cited By (13)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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