DE3750790T2

DE3750790T2 - Paritätsverteilung zum verbesserten Speicherzugriff.

Info

Publication number: DE3750790T2
Application number: DE3750790T
Authority: DE
Inventors: Brian Eldridge Clark; Francis Daniel Lawlor; Werner Eric Schmidt-Stumpf; Terrence James Stewart; George David Timms
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1986-06-12
Filing date: 1987-05-26
Publication date: 1995-05-24
Anticipated expiration: 2007-05-27
Also published as: CA1270333A; JPH0547857B2; DE3750790D1; JPS62293355A; EP0249091B1; EP0249091A3; US4761785A; US4761785B1; EP0249091A2

Description

Die gegenwärtige Erfindung bezieht sich auf die Aufrechterhaltung von Paritätsinformationen in einer Vielzahl von Datenblöcken und im besonderen auf die Speicherung von derartigen Paritätsinformationen.
Das US-Patent Nr. 4 092 732 beschreibt einen Checksummengenerator für die Generierung eines Checksummensegments aus Segmenten eines Systemdatensatzes, wenn die Systemdatensatzsegmente zwischen einem Speichersubsystem und einer zentralen Verarbeitungseinheit übertragen werden. Das Checksummensegment besteht im wesentlichen aus einer Reihe Paritätsbits, die aus Bits mit der gleichen Lage der Systemdatensatzsegmente generiert wurden. Mit anderen Worten stellt jedes Bit so wie das erste Bit des Checksummensegmentes die Parität der Gruppe der ersten Bits der Datensatzsegmente dar. Wenn ein Speichersegment, das ein Datensatzsegment enthält, ausfällt, wird das Datensatzsegment aus dem Checksummensegment und den verbliebenen Systemsegmenten wiederhergestellt. Eine Speichereinheit wird dafür ausgewählt, daß sie alle Checksummensegmente für eine Vielzahl von Datensatzspeichereinheiten enthält.
Im obigen Patent wird das Checksummensegment immer erzeugt, indem alle Datensatzsegmente, die es umfaßt, gelesen werden. Wenn ein Datensatzsegment geändert wird, werden alle eingeschlossenen Datensatzsegmente gelesen und das Checksummensegment erzeugt. Ein IBM Technical Disclosure Bulletin, Vol. 24, No. 2, July 1981, Seite 986-987, Efficient Mass Storage Parity Recovery Mechanism, zeigt die Verbesserung der Generierung des Checksummensegments oder Paritätssegments durch Kopieren eines Datensatzsegments bevor er geändert wird. Die Kopie des Datensatzsegments wird anschließend mit dem geänderten Datensatzsegment exklusiv-oder-verknüpft, um eine Änderungsmaske zu erzeugen. Das Paritätssegment wird dann gelesen und mit der Änderungsmaske exklusiv-oder-verknüpft, um das neue Paritätssegment zu generieren, das dann auf die Speichereinheit zurückgeschrieben wird.
Während eine Anzahl Lesevorgänge von nicht geänderten Datensatzsegmente nach dem Stand der Technik verhindert wird, wird eine einzelne Speichereinheit genutzt, um die Datensatzparitätssegmente für mehrere Datensatzsegmente auf mehreren Speichergeräten zu speichern. Zu einem Lese- und einen Schreibvorgang auf einer einzelnen Speichereinheit kommt es jedesmal, wenn ein Datensatz auf irgendeiner Speichereinheit geändert wird, der von dem Paritätsdatensatz auf der einzelnen Speichereinheit abgedeckt wird. Somit wird die einzelne Speichereinheit zu einem Engpaß für Speicheroperationen, da die Anzahl von Änderungen an Datensätzen, die je Zeiteinheit durchgeführt werden können, eine Funktion der Zugriffsrate auf die einzelne Speichereinheit ist, im Gegensatz zu der höheren Zugriffsrate, die durch Parallelbetrieb von mehreren Speichereinheiten erreicht wird.
Die Wiederherstellung von verlorenen Datensätzen hängt von der Synchronisation des Paritätsdatensatzes mit jedem der Datensätze ab, die dieser abdeckt. Ohne spezielle Hardware, wie nichtflüchtigem Speicher, und/oder zusätzlichen Schreiboperationen auf Speichereinheiten, ist es schwer zu garantieren, daß sowohl die reinen Datensätze als auch die Paritätsdatensätze auf einen konsistenten Stand gebracht werden, wenn das System regelwidrig beendet wird. Da zwei I/O-Operationen benötigt werden, um die Daten und deren zugehörige Paritätsinformationen zu aktualisieren, ist es schwierig zu bestimmen, welche I/O-Operation auf die Systembeendigung folgend abgeschlossen wurde.
Darauf bezugnehmend ist es ein Gegenstand der gegenwärtigen Erfindung, einen Datenschutzmechanismus für ein Computersystem zu liefern, das mehrere Speichergeräte, euf die unabhängig zugegriffen werden kann, und eine Methode zum Schutz der in den Speichergeräten gespeicherten Daten besitzt.
Ein Speichermanagementmechanismus verteilt Paritätsinformationen innerhalb eines Satzes Speichereinheiten im wesentlichen gleichmäßig. N Speichereinheiten in einem Satz sind in einer Vielzahl gleich großer Adreßbereiche, die sich als Blöcke betrachten lassen, eingeteilt. Jede Speichereinheit enthält die gleiche Anzahl von Blöcken. Die Blöcke von jeder Speichereinheit in einem Satz, die den gleichen einheitlichen Adreßbereich besitzen, kann man als Streifen betrachten. Jeder Streifen hat auf einem Speichergerät N-1 Datenblöcke und einen Paritätsblock, der die Parität für den Rest des Streifens enthält. Weitere Streifen besitzen je einen Paritätsblock, wobei die Paritätsblöcke auf unterschiedliche Speichereinheiten verteilt sind. Die Aktivitäten zur Aktualisierung der Parität, die mit jeder Veränderung der Daten in einem Satz verbunden sind, werden deshalb über unterschiedliche Speichereinheiten verteilt. Eine einzelne Einheit ist somit nicht mit allen Aktivitäten zur Aktualisierung der Parität belastet.
In der bevorzugten Ausführungsform hat jede Speichereinheit, die Teil eines Satzes ist, die gleiche Größe. Dies erlaubt eine vereinfachte Definition der Streifen. Da jede Speichereinheit die gleiche Größe besitzt, hat keine Speichereinheit Gebiete, die übrig bleiben und getrennt behandelt werden müssen.
Die Anzahl der Speichereinheiten in einem Satz ist bevorzugterweise größer zwei. Mit gerade zwei Einheiten ist der Schutz ähnlich einer Spiegelung, welche die Aufrechterhaltung von genau zwei Kopien der Daten mit sich bringt. Mit mehr als zwei Einheiten sinkt der prozentuale Anteil des Speichers, der dem Schutz gewidmet ist. Mit drei Einheiten beträgt der prozentuale Anteil an Speicher, der benötigt wird, um den geforderten Schutz zu erzielen, etwa 33 Prozent. Mit acht Einheiten werdeu etwas mehr als 12,5 Prozent der Speicherkapazität für den Schutz benötigt.
In einer weiteren bevorzugten Ausführungsform betrachtet man N-1 Datensätze (520 Bytes) und einen Paritätsdatensatz in einem Satz mit dem gleichein Adreßbereich als Scheibe. Jeder Datensatz in der Scheibe besitzt einen Versionsindikator, der die Version des Datensatzes kennzeichnet. Ein Kopf in jedem Paritätsdatensatz besteht aus einer Vielzahl Versionsindikatoren, wobei jeder einzelne mit jedem Datensatz auf der Scheibe korrespondiert. Jedesmal, wenn ein Datensatz aktualisiert wird, wird dessen Versionsindikator ebenso wie der Versionsindikator des mit diesem Datensatz korrespondierenden Paritätsdatensatzes erhöht. Wenn die Aktualisierung des Datensatzes und der Parität vollständig sind, sind die Versionsindikatoren gleich. Während der Wiederherstellung eines verlorenen Datensatzes werden die Versionsnummern überprüft, um die Synchronisation der Datensätze mit der Parität sicherzustellen. Ein Erzwingen einer Wiederherstellung ohne gültige Synchronisation würde unvorhersehbare Daten erzeugen.
Da jeder Datensatz eine von jedem anderen Datensatz unabhängige Versionsnummer besitzt, wird keine Synchronisation für die Aktualisierung zu unterschiedlichen Datensät zen benötigt, die durch den gleichen Paritätsdatensatz abgedeckt sind. Ebenfalls vermieden wird die Notwendigkeit, den Paritätsdatensatz vom Speicher zu lesen, bevor die Leseoperation für den Datensatz geplant und eine Anforderung auf Aktualisierung der Parität in die Warteschlange eingereiht wird.
In einer weiteren bevorzugten Ausführungsform wird ein ungeschützter Streifen für Datensätze geliefert, die nicht von Paritätsgruppen abgedeckt werden müssen. Die ungeschützten Streifen müssen nicht die gleiche Größe haben nie die geschützten Streifen und dürfen Gebiete veränderlicher Größe auf den Speichereinheiten einschließen, wenn die Speichereinheiten nicht in ihrer Größe identisch sind. Derartige Streifen bieten eine bequeme Methode zur Einteilung der Speichereinheiten in Gebiete mit geschütztem und ungeschütztem Speicher, da für jedes Speichergerät der cleiche Adreßbereich dem Schutz unterworfen ist. Vorteile in der Leistung ergeben sich, wenn es nicht notwendig ist, alle auf den Einheiten gespeicherte Datensätze zu schützen, da keine Aktualisierung der Parität benötigt wird, nachdem ein Datensatz in einem ungeschützten Streifen geändert wurde.
Fig. 1 ist ein Blockdiagramm eines Systems, das die Verteilung der Paritätsdatenblöcke zum Schutz entsprechend der gegenwärtigen Erfindung enthält.
Fig. 2 ist ein Blockdiagramm der Verteilung der Paritätsblöcke von Fig. 1 auf eine Vielzahl von Speichergeräten;
Fig. 3 ist ein Blockdiagramm, das logische Tabellen darstellt, die genutzt werden, um Paritätsgruppen und Datensätze miteinander zu korrelieren;
Fig. 4 ist ein Blockdiagramm von Datensätzen in einem Streifen des Speichers, der Versionsindikatoren für die Synchronisation benutzt;
Fig. 5 ist ein Flußdiagramm der Initialisierung der Speichergeräte für den Schutz der Paritätsblöcke und
Fig. 6 ist ein Flußdiagramm der Schritte, die die Aktualisierung der Datensätze und ihrer korrespondierenden Paritätsdatensätze mit sich bringt.
Ein Computersystem, in dem die Paritätsblockverteilung implementiert ist, wurde allgemein in Fig. 1 mit 10 gekennzeichnet. Das System 10 umfaßt eine Datenverarbeitungseinheit 12, die mit einem Steuerspeicher 14 verbunden ist, wobei dieser einen schnellen Zugriff auf Mikrobefehle ermöglicht. Der Prozessor 12 kommuniziert über einen Kanaladapter 16 und über einen Hochgeschwindigkeitskanal 18 mit einer Mehrzahl von I/O-Einheiten. Der Prozessor 12 und die I/O-Einheiten haben Zugriff auf ein Hauptspeicherfeld 20. Der Zugriff auf den Hauptspeicher 20 wird durch einen Übersetzer für virtuelle Adressen 22 ermöglicht. Adreßübersetzungstabellen im Hauptspeicher 20 und ein vorgreifender Übersetzungspuffer ermöglichen das Abhilden von virtuellen auf reale Hauptspeicheradressen.
Jedes I/O-Gerät, wie etwa die Plattenlaufwerke 30, 32, 34, 36 und 38, ist über eine Steuereinrichtung, wie etwa einer Steuereinrichtung für Plattenspeicher 40 für die obigen Plattenlaufwerkspeichergeräte, verbunden. I/O-Steuereinrichtungen 42 steuern die Bandlaufwerke 44 und 46. Des weiteren steuern die I/O- Steuereinrichtungen 48, 50 und 52 I/O-Geräte wie etwa Drucker, Arbeitsstationen, Tastaturen, Anzeigeeinrichtungen und die Kommunikation. Es gibt gewöhnlich mehrere Steuereinrichtungen für Plattenlaufwerke, wobei jede mehrere Plattenlaufwerkspeichergeräte steuert.
Die Daten im System 10 werden in Form von Datensät zen, bestehend aus 512 Byte großen Datenseiten und 8 Byte großen Nachrichtenköpfen, behandelt. In der bevorzugten Ausführungsform, einem IBM System/38, werden die Datensätze über den Kanal 18 vom Plattenspeicher in den Hauptspeicher 20 hinein und aus ihm heraus bewegt. Eine Hauptspeichersteuereinheit 60 steuert den Zugriff und den Seitenaustausch des Hauptspeichers 20. Eine gestrichelte Linie 62 zwischen dem Kanal 18 und der Hauptspeichersteuereinheit 60 zeigt den direkten Speicherzugriff auf den Hauptspeicher 20 durch die mit dem Kanal verbundenen I/O-Geräte an. Weitere Details der allgemeinen Betriebsweise des Systems 10 kann man in dem Buch IBM System/38 Technical Developments, International Business Machines Corporation, 1978, finden.
Der Schutz von Daten auf den Plattenspeichergeräten 30 bis 38 wird durch Exklusiv-Oder-Verknüpfung der Datensätze auf jedem Gerät und Speichern der durch die Exklusiv-Oder-Verknüpfung erhaltenen Paritätsdatensätze auf einem der Speichergeräte bereitgestellt. In Fig. 2 ist jedes der Speichergeräte 30 bis 38 in Datenblöcke und Paritätsblöcke eingeteilt. Die Blocke stellen den physikalischen Raum auf den Speichergeräten dar. Da das System 10 eine Ausdehnung (ein fortlaufendes Stück zuweisbaren Plattenraumes) von bis zu 16 Megabyte Daten liefert, hat jeder Block bevorzugterweise eine Größe von 16 Megabyte.
Die Blöcke 70, 73, 74, 76 und 78, jeder auf einem Speichergerät mit bevorzugterweise oem gleichen physikal in Adreßbereich, werden als Streifen betrachtet. In Fig. 2 werden 9 Streifen dargestellt. Jeder geschützte Streifen hat einen zugehörigen Paritätsblock, der das Ergebnis aus der Exklusiv-Oder-Verknüpfung des anderen Blockes in dem Streifen enthält. In dem ersten Streifen enthält Block 70 die Parität für die verbleibenden Blöcke 72, 74, 76 und 78. Ein Block 80 auf dem Speichergerät 32 enthält die Parität der verbliebenen Blöcke auf dem zweiten Streifen. Block 82 auf dem Speichergerät 34 enthält die Parität für den dritten Streifen. Die Blöcke 84 und 86 enthalten die Parität für den vierten beziehungsweise fünften Streifen. Die Paritätsblöcke, einschließlich der Blöcke 88, 90 und 92 für die Streifen 6, 7 und 8, sind über die Speichergeräte verteilt. Der 9. Streifen ist ein ungeschützter Bereich, der keinen zugehörigen Paritätsblock besitzt. Dieser wird zur Speicherung von Daten benutzt, die keinen besonderen Schutz vor Verlust benötigen.
Die Verteilung der Paritätsinformation stellt sicher, daß auf ein bestimmtes Speichergerät nicht viel öfter zugegriffen wird als auf die anderen Speichergeräte während des Schreibens der Paritätsdatensätze, die den Aktualisierungen der Datensätze auf den verschiedenen Streifen folgen. Eine Änderung der in einem Block gespeicherten Datensätze wird zu einer Änderung führen, die ebenfalls an dem Paritätsblock für den Streifen durchgeführt werden muß, der die geänderten Datensätze enthält. Da die Paritätsblöcke für die Streifen auf mehr als ein Speichergerät verteilt sind, wird sich die Paritätsaktualisierung nicht auf ein Gerät konzentrieren. Somit verteilt sich die I/O-Aktivität gleichmäßig über alle Speichergeräte.
In Fig. 3 enthält eine Einheitentabelle 310 Informationen für jede Speichereinheit, die an dem Paritätsschutz teilnimmt. Eine physikalische Adresse, die eine Einheitennummer und einen Sektor oder eine Seitennummer umfaßt, wird genutzt, um die Lage der benötigten Daten festzustellen. Die Einheitentabelle wird dann benutzt, um die mit 314, 316 und 318 gekennzeichneten Paritätssteuerungsblöcke identifizieren. Die Einheiten 1 - 8 gehören dem ersten Paritätssatz an, der dem Steuerungsblock 314 zugeordnet ist. Die Einheiten 9 - 13 gehören dem zweiten Paritätssatz an, der dem Steuerungsblock 316 zugeordnet ist, und die Einheiten N- 2 bis N gehören dem I. Paritätssatz an, der dem Steuerungsblock 318 zugeordnet ist.
Jeder Eintrag in die Einheitentabelle zeigt auf einen Steuerungsblock, der mit dem Satz Speichergeräte verbunden ist, dem der Eintrag angehört. Die Steuerungsblöcke kennzeichnen, welche Einheit des Satzes den Paritätsblock für jeden Streifen enthält. Im Steuerungsblock 314 hat der Streifen, der die ersten 16 Megabyte Speicher umfaßt, seine Paritätsinformation in den ersten 16 Megabyte der Einheit Nummer 1 gespeichert. Die zweiten 16 Megabyte des Streifens, der die Einheiten 1 - 8 umfaßt, sind in den zweiten 16 Megabyte der Einheit Nummer 2 enthalten. Die Verschiebung des Paritätsblockes setzt sich umlaufend der Reihe nach mit den Einheiten 3 - 8 fort, wobei diese die Parität für die jeweils nächsten 6 Streifen besitzen. Der neunte Streifen des ersten Paritätssatzes hat seine Parität in dem neunten Block aus 16 Megabytes auf der Einheit Nummer 1 gespeichert. Der letzte Streifen, der auf Einheit J, eine der acht Einheiten im Satz, verschoben wurde, muß nicht die vollen 16 Megabyte enthalten, wobei dies davon abhängt, ob der adressierbare Speicher der Einheiten durch 16 Megabyte teilbar ist.
Der Nachrichtenkopf in jedem der Paritätssteuerungsblöcke beschreibt, welche Einheiten in dem Satz enthalten sind, und kennzeichnet einen Adreßbereich, der allen Einheiten gemeinsam ist, wobei dieser nicht durch eine Paritätsgruppe geschützt ist. Dadurch, daß man für jede Einheit einen gemeinsamen Bereich hat, der nicht geschützt ist, vereinfacht sich das Schema für den Paritätsschutz. Da die gleichen physikalischen Adressen auf jedem Speichergerät exklusiv-oder-verknüpft wurden, um die Paritätsinformation zu ermitteln, werden keine speziellen Tabellen benötigt, um die Informationen mit der Parität auf andere Weise als die in Pig. 3 gezeigte in Übereinstimmung zu bringen. Der gemeinsame ungeschützte Adreßbereich erfordert keine besondere Berücksichtigung, da die Identifizierung des Bereiches in dem Steuerungsblock erfolgt und für jede Einheit gleich ist.
Der Paritätssteuerungsblock 316 korrespondiert mit dem Satz aus den Speichereinheiten 9 - 13 in Fig. 3. Diese fünf Einheiten kann man sich als die Speichereinheiten 30 - 38 in Fig. 2 vorstellen. Die Verschiebung der Paritätsgruppen auf die Speichereinheiten erfolgt umlaufend der Reihe nach. Alle aufeinanderfolgenden 16 Negabyte Speicher haben ihre Paritätsgruppen in aufeinanderfolgenden Speichergeräten gespeichert, wobei mit dem Gerät 30 oder der Einheit Nummer 9 in Pig. 3 begonnen wird. Die Einheit Nummer 9 enthält ebenfalls die Paritätsgruppe für den Bereich von 80 - 96 Megabyte in dem Streifen für die Speichereinheiten 9 - 13 (30 - 38). Der letzte Streifen in dem Satz hat seine Parität auf der K-ten Einheit gespeichert, wobei K die Einheit ist, bei der die Verschiebung der Paritätsblöcke endet, da es keine weiteren geschützten Streifen gibt.
Der Steuerungsblock 318 korrespondiert mit dem Satz Speichereinheiten N-2 bis N in dem 1-ten Satz Speichereinheiten. Die letzte Einheit verschiebt einen Paritätsblock mit der Bezeichnung L und ist eine von drei Einheiten in dem Satz in Abhängigkeit von der Anzahl der Streifen in dem Satz. Der I-te Satz enthält die minimale Anzahl von Speichereinheiten, drei, die man für die Implementierung des Paritätsschutzes in Betracht ziehen sollte. Die Benutzung von zwei Einheiten wäre möglich, würde jedoch einer Spiegelung mit dem zusätzlichen Schritt einer Exklusiv-Oder-Verknüpfung entsprechen. Acht Einheiten in einem Satz wurden für die bevorzugte Ausführungsform infolge einer svstembedingten Notwendigkeit, die weiter unten diskutiert wird, als Maximum ausgewählt. Es können ohne den Verlust des Schutzes mehr als acht Einheiten eingesetzt werden.
Mit einer sehr großen Anzahl Einheiten in einem Satz würde die Rekonstruktion von verlorenen Daten bei Ausfall einer einzelnen Einheit eine längere Zeit beanspruchen, da jede Einheit gelesen werden müßte. Außerdem besteht eine höhere Wahrscheinlichkeit, daß mehr als eine Einheit auf einmal verloren gehen könnte. Wenn dies vorkommt, ist es nicht möglich, die Daten von irgendeiner der verlorenen Einheiten unter Nutzung der oben diskutierten einfachen Parität wieder herzustellen. Die Erfindung kann man als so umfassend angelegt betrachten, daß sie einen komplexeren Datenschutzcode einschließt, der ähnlich der Parität gespeichert werden kann und eine mehrfache Bitkorrektur für den Fall erlaubt, daß mehr als ein Speichergerät ausfällt. Ein Satz kann ebenfalls, wie im IBM TDB, 1981, Vol. 24, Nr. 2 Seiten 986 bis 987 beschrieben, mehrdimensional angeordnet werden, um die Wiederherstellung von Daten aus wenigstens zwei ausgefallenen Einheiten zu erlauben. Weitere Ausführungsformen verteilen die Paritätsinformationen basierend auf der Häufigkeit der Aktualisierung der Daten, damit sich die I/O-Aktivität gleichmäßig verteilt, anstatt die Parität selbst gleichmäßig zu verteilen.
Jeder Datensatz enthält eine Versionsnummer. Da es zu Aktualisierungen von mehreren Datensät zen, die von einem Paritätsdatensatz abgedeckt werden, kommen kann, enthält jeder Datensatz in einem Paritätsblock ebenfalls für jeden Datensatz in der Scheibe, die dieser umfaßt, eine korrespondierende Versionsanzeige. Eine Scheibe ist ein Satz aus Datensätzen und deren korrespondierendem Paritätsdatensatz. Die Versionsanzeigen werden nicht von dem Paritätsschutzschema abgedeckt. In Fig. 4 sind vier Datensätze, 410, 412, 414 und 416 dargestellt, wobei jeder einen Kopf mit einer Datensatzversionsnummer, gekennzeichnet mit 418, 420, 422 beziehungsweise 424, besitzt. Ein Paritätsdatensatz 426 enthält einen Kopf mit vier Versionsnummern, 438, 430, 432 und 434, die mit den Versionsnummern der Datensätze korrespondieren. Die Versionsnummern oder -anzeigen können jede beliebige Länge besitzen, die zu der Anzahl Bits paßt, die in den Datensatzköpfen verfügbar sind. Eine Länge von einem Bit wurde als Folge davon gewählt, daß keine weiteren Bits verfügbar waren. Jedesmal, wenn ein Datensatz sich ändert, wird dessen Versionsnummer erhöht. Die korrespondierenden Versionsnummern in dem Paritätsdatensatz werden ebenfalls erhört, so daß sie den gleichen Wert besitzen.
Die Versionsnummern werden für die Überprüfung der Synchronisation der Paritätsdatensätze mit jedem Datensatz in der Scheibe für den Fall verlorener Daten genutzt. Wenn es zu Änderungen an einigen Datensät zen kommt, können die Datensätze auf den Plattenspeicher geschrieben werden, bevor oder nachdem die Paritätsdatensätze mit den Änderungsmasken aktualisiert wurden. Die Anderungsmasken werden für ihre Aufnahme in die Paritätsdatensätze in die Warteschlange aufgenommen. Das Verbinden einer Versionsnummer mit jedem Paritäts- und Datensatz führt zu der Notwendigkeit, daß die Aktualisierungen der Paritätsdatensätze für einen gegebenen Datensatz auf den Plattenspeicher in der gleichen Reihenfolge durchgeführt werden müssen, wie die Aktualisierungen der Datensätze. Anderenfalls würden die Versionsnummern nicht stimmen. Eine FIFO-Warteschlange hält die Anderungsmasken so, daß sie in die Paritätsdatensätze auf dem Massenspeicher in der Reihenfolge aufgenommen werden, in der die Änderungsmasken generiert wurden.
Spezielle Berücksichtigung wird den Versionsnummern infolge der begrenzten Verfügbarkeit von Bits in den Köpfen gewidmet. Für jeden Datensatz ist die Versionsnummer auf der ersten Bitposition des 6. Bytes der jeweiligen Datensätze gespeichert. Die zugehörigen Versionsnummern in dem Paritätsdatensatz sind in den ersten 4 Bitpositionen des 6. Bytes und den ersten 3 Bitpositionen des 8. Bytes des Kopfes enthalten. Auf die Bitpositionen für die Versionsnummern des Paritätsdatensatzkopfes wird Bezug genommen werden als Bits 1 - 7, entsprechend der oben beschriebenen Reihenfolge. Die Einheiten in einem Satz sind entsprechend ihrer Reihenfolge in dem Paritätssteuerungsblock von 1 - n numeriert. Die Versionsnummern sind in aufsteigender Reihenfolge, basierend auf der Einheitennummer, in den Köpfen der Paritätsdatensätze gespeichert, wobei die Paritätseinheit weggelassen wird. Wenn die dritte Einheit die Paritätseinheit ist, sind die Versionsnummern, die mit den ersten zwei Einheiten korrespondieren, auf den Bitpositionen 1 und 2 gespeichert. Die Versionsnummer, die mit der vierten Einheit korrespondiert, ist auf Bitposition 3 gespeichert. Die Versionsnummer der n-ten Einheit befindet sich in der Position n-1 im Kopf des Paritätsdatensatzes. Das Speichern der Versionsnummern auf diese Weise erlaubt dem größtmöglichen Satz, die Speichergrenzen vorzugeben. Mit zusätzlichem Speicher kann die Größe des Satzes als eine Funktion von anderen Aspekten des Systems optimiert werden. Die Positionierung der Versionsnummern in dem Paritätskopf kann ebenfalls eine einfache Beziehung zwischen Einheitennummer und Bitposition besitzen.
Da jeder Datensatz eine Versionsnummer besitzt, die unabhängig von jedem anderen Datensatz ist, wird keine Durchnummerierung für die Aktualisierung unterschiedlicher Datensätze benötigt, die von dem gleichen Paritätsdatensatz abgedeckt werden. Die Übertragung der Datensätze in den und aus dem Hauptspeicher kann auf anderen, die Verarbeitungsgeschwindigkeit verbessernden Betrachtungen des Systemdurchsatzes basieren. Die getrennten Versionsnummern schalten ebenfalls die Notwendigkeit aus, die Paritätsdatensätze vom Massenspeicher zu lesen, bevor eine Schreiboperation für einen Datensatz geplant und eine Anforderung auf Aktualisierung der Parität in die Warteschlange eingereiht wird.
Um die durch eine Versionsnummer beanspruchte Speichermenge zu begrenzen, ist es erlaubt, vom größten auf den kleinsten Wert ohne Fehler umzuschalten. Dies ermöglicht es, daß die Versionsnummer neu genutzt werden kann. Wenn eine Ein-Bit-Versionsnummer benutzt wird, schaltet diese von 1 auf 0. Somit gibt es zwei Werte, die sie annehmen kann. Eine Versionsnummer mit einer großeren Anzahl Bits erlaubt mehr Werte. Da die Aktualisierungen der Datensätze und der Paritätsdatensätze asynchron erfolgen, wird eine Aktualisierung auf einen Datensatz gestoppt, wenn die aktualisierte Versionsnummer mit einei bestehenden Versionsnummer verwechselt werden könnte. Derartige Verwechslungen kann es geben, wenn die gleiche Versionsnummer wie die Versionsnummer, die mit der Aktualisierung verbunden ist, in dem Datensatz oder Paritätsdatensatz auf dem Massenspeicher existiert. Der Zeitrahmen, der berücksichtigt worden muß, wird zu dem Zeitpunkt beendet, zu dem eine neue Anforderung auf Aktulalisierung der Parität in die FIFO-Warteschlange eingereiht wird. Sowohl der Datensatz als auch der Paritätsdatensatz müssen aktualisiert worden sein, bevor eine Anforderung auf Aktualisierung abgeschlossen werden kann.
Die Versionsnummern, die auf der Platte bestehen können, bevor eine neue Anforderung auf Aktualisierung abgeschlossen wird, enthalten alle Werte für frühere Anforderungen auf Aktualisierung, die sich in der Warteschlange befinden, und zusätzlich den Wert, der dem ersten (ältesten) Anforderungselement in der Warteschlange vorangeht. Wenn eine Aktualisierungsanforderung nicht aus der Warteschlange entfernt wird, bevor sie abgeschlossen wird, ist es für eine neue Aktualisierung nur notwendig zu warten, bis es keine weiteren Anforderungen Warteschlange für den gleichen Datensatz gibt, und die erhöhte Versionsnummer für den neuen Datensatz mit der Versionsnummer, die dem ersten sich noch in der Warteschlange befindenden Anforderungselement vorangeht, übereinstimmt.
Der Leistungsbedarf für das Suchen in der Warteschlange, bevor eine Aktualisierung geplant werden kann, ist nicht beträchtlich, solange die Anzahl der Aktualisierungsanfragen in der Schlange klein bleibt. Eine ziemlich schnelle Zugriffszeit, des Speichers der für die Warteschlange genutzt wird, verringert ebenfalls den Leistungsbedarf. Der Hauptspeicher stellt für die Warteschlange einen ausreichenden Speicherbereich bereit. Das Kleinhalten der Anzahl der Aktualisierungsanforderungen in der Warteschlange ist ebenfalls wichtig, um sicherzustellen, daß keine Anforderungen eine übermäßige Wartezeit hat.
Wenn, wie in der bevorzugten Ausführungsform, die Versionsnummern als Ein-Bit-Elags implementiert sind, ist es nur notwendig, die Warteschlange nach irgendeiner früheren Aktualisierungsanforderung in dem gleichen Datensatz zu durchsuchen, um zu bestimmen, ob die neue Aktualisierung warten muß. Es gibt keine Notwendigkeit, die Werte der Versionsnummern zu überprüfen, da eine neue Anforderung immer abwarten muß, ob es für den gleichen Datensatz eine unvollständige Anforderung in der Warteschlange gibt.
In der bevorzugten Ausführungsform beinhalten die Datensatzköpfe sieben ungenutzte Bits, die für die Impiementierung der gegenwärtigen Erfindung verfügbar sind. Dies setzt eine Grenze für die Anzahl der Einheiten, die an einem Satz teilhaben können. Nur sieben Versionsnummern können in einen Paritätsdatensatz aufgenommen werden, so daß nur bis zu acht Gesamteinheiten an einem Satz zum Paritätsschutz teilhaben können. Wie vorher betrachtet, können viel mehr oder auch nur drei Einheiten wirksam aus der gegenwärtigen Erfindung einen Nutzen ziehen.
Die Konfigurierung des Systems für den Paritätsschutz von Daten wird durch den Nutzer bei 510 in dem Flußdiagramm von Fig. 5 eingeleitet. Ein Vorbereitungsauftrag an den Prozessor 12 erzeugt die Paritätssteuerungsblöcke 314 - 318 in Block 512 des Flußdiagramms. Die Aufgabe nutzt Informationen in einer Konfigurationseinheitentabelle 312, die die mit dem System verbundenen Speichereinheiten kennzeichnet. Ein Speichergerät, wie etwa das IBM 3370, kann mehr als eine unabhängige Einheit besitzen, wie etwa einen Arm, auf den unabhängig zugegriffen werden kann, jedoch wird nur eine Einheit aus dem Speichergerät für einen bestimmten Satz ausgewählt. Ein weiteres Kriterium für die Auswahl der Einheiten bringt den Einsatz von so vielen Plattensteuereinheiten in einem Satz wie möglich mit sich. Dieses Kriterium wird eingesetzt, damit ein Ausfallzustand nicht zwei Einheiten in einem Satz beeinflußt. Der Vorbereitungsauftrag maximiert ebenfalls die nutzbare Kapazität durch Maximierung der Anzahl der Einheiten in einem Satz.
Nachdem die Steuerungsblöcke erzeugt wurden, werden die Streifenfelder in den Steuerungsblöcken bei 514 erzeugt. Die Streifenfelder kennzeichnen, wie vorher festgestellt wurde, die Paritätsblöcke der Reihe nach umlaufend in jedem Satz. Die Streifenfoldor wordou gebildet, um anzuzeigen, welche Einheiten die Paritätsblöcke für aufeinanderfolgende, aus 16-Megabyte-Blöcken jeder Einheit bestehende Streifen beinhalten. Der Nutzer kann ebenfalls eine Größe für benötigten ungeschützten Speicher festlegen. Eine Festlegung des Adreßbereiches des ungeschützten Speichers wird in den Kopf des Steuerungsblockes eingegeben. Der Vorbereitungsauftrag wird aus dem ungeschützten Streifen keinen Block als Paritätsblock festlegen, so daß der gesamte ungeschützte Block für Datensätze verfügbar sein wird.
Als nächstes schreibt der Vorbereitungsauftrag die Steuerungsblöcke bei 516 auf mehr als eine Mitgliedseinheit von jedem Satz, mit dem die Steuerungsblöcke korrespondieren. Die Steuerungsblöcke werden während der Wiederherstellung benutzt, um die Mitglieder eines Satzes zu kennzeichnen. Sie müssen somit ohne Wiederherstellung der Parität verfügbar sein. Sie wurden auf mehr als eine Mitgliedseinheit von jedem Satz für den Fall geschrieben, daß eine der Mitgliedseinheiten ausfällt, die diese Steuerungsblöcke enthält. In dem Fall, daß das Schutzschema gegen den Ausfall von mehr als einer Einheit schützt, werden die Steuerungsblöcke auf wenigstens eine Einheit mehr geschrieben, als die Anzahl der Einheiten ist, die wiederhergestellt werden können. In der bevorzugten Ausführungsform werden sie zu jedem Mitglied des Satzes geschrieben, so daß die Einheiten nicht durchsucht werden müssen, um zu bestimmen, welche Einheit den Steuerungsblock enthält. Jetzt, wo die Sätze gekennzeichnet und die Steuerungsblöcke erzeugt wurden, macht Block 518 des Vorbereitungsauftrags die Paritätsblöcke einschließlich der Versionsnummern gültig. In der bevorzugten Ausführungsform wird dies durch Nullsetzen aller Daten auf allen Einheiten erreicht. Da gerade Parität für den Paritätsschutz benutzt wird, ist das Ergebnis eine gültige Parität für die Gesamtheit der Daten. Die Versionsnummern sind zum Start ebenfalls auf null gesetzt.
Das System wird dann bei 520 auf Standardweise durch Auslösen des Ladens eines ersten Programmes initialisiert.
Es ist ebenfalls möglich, ein Mitglied zu einem Satz hinzuzufügen, das nitht die maximale Anzahl von Einheiten besitzt. Das neue Mitglied wird dann vorzugsweise auf Null gesetzt und der Einheitentabelle hinzugefügt. Die Paritätsblöcke des Satzes werden dann neu verteilt, um die neue Einheit einzubeziehen. Der Steuerungsblock für den Satz wird anschließend überarbeitet, und die Einheiten, die die zu der neuen Einheit übertragenen Paritätsblöcke enthielten, haben ihre Adreßbereiche, die die Paritätsblöcke enthielten, auf Null gesetzt, wodurch die Paritätsgruppe für diesen Streifen gültig gemacht wurde.
In der bevorzugten Ausführungsform wird der Steuerungsblock zeitweilig überarbeitet, um eine Änderung in dem Satz anzuzeigen, zu der es kommt, wenn eine neue Einheit hinzugefügt wird. Die zeitweilige Änderung wird in dem Fall durchgeführt, wenn es während der Umverteilung des Paritätsblockes zu einem Fehler kommt. Die Paritätsblöcke eines bestehenden Satzes werden dann neu verteilt, um die neue Einheit einzubeziehen. Die Einheiten, die Paritätsblöcke enthielten, die zu der neuen Einheit übertragen wurden, haben ihre Adreßbereiche, die die Paritätsblöcke enthielten, auf Null gesetzt. Wenn die Umverteilung vollständig ist, werden die Änderungen an dem Kontrollblock dauerhaft festgelegt.
Es ist ebenfalls möglich, eine neue Einheit ohne die Übertragung von Paritätsblöcken hinzuzufügen. Das Nichtübertragen der Paritätsblöcke würde es verhindern, daß die Erhöhung der Zugriffsrate des Satzes, die durch das Hinzufügen einer neuen Einheit möglich wurde, genutzt werden kann. Die neue Einheit würde jedoch durch die bestehenden Paritätsblöcke geschützt sein.
In Fig. 6 werden das Ändern eines Datensatzes und dessen zugehörigen Paritätsdatensatzes gezeigt. Eine derartige Änderung kann durch eine Person, die Daten in einer Datenbank ändert oder durch einen Maschinenprozeß, oer eine Änderung aus einer Anzahl von Gründen anfordert, aufgerufen werden. Bei 610 liest ein Nutzerauftrag, der auf dem Prozossor 12 läuft, den zu ändernden Datensatz. Der Nutzerauftrag erstellt zunächst eine zusätzliche Kopie des Datensatzes bei 612 und führt führt die Änderungen an dem Datensatz auf die herkömmliche Weise durch.
Der Nutzerauftrag erzeugt dann eine Änderungsmaske bei 614 durch Exklusiv-Oder-Verknüpfung des geänderten Datensatzes mit der zusätzlichen Kopie des Datensatzes. Das erste Bit der geänderten Daten wurde mit dem ersten Bit der zusätzlichen Kopie exklusivoder-verknüpft, um das erste Bit der Änderungsmaske zu bilden. Jedes folgende Bit der geänderten Daten wird auf die gleiche Weise mit den zugehörigen Bits der zusätzlichen Kopie exklusivoder-verknüpft, um weitere Bits der Änderungsmaske zu bilden. Eine bereits bestehende Maschinenanweisung führt die Exklusiv-Oder-Verknüpfung der Köpfe des geänderten Datensatzes und des kopierten Datensatzes aus. Zwei weitere Maschinenanweisungen führen die Exklusiv-Oder-Verknüpfung der Seiten in 256-Byte- Blöcken aus. Die Positionen im Kopf, die mit den Versionsnummern der Paritätsdatensätze korrespondieren, werden dann in der Änderungsmaske auf Null gesetzt, so daß sie nicht die Versionsnummern des Paritätsdatensatzes beeinflussen.
Die Versionsnummern in dem Datensatzkopf werden dann durch den Nutzerauftrag im Block 616 erhöht. Ein Nutzerauftrag 617 bestimmt dann durch Suchen der Einheitentabelle 312, welche Einheit den passenden Paritätsdatensatz enthält. Dieses Durchsuchen basiert auf der Einheitennummer aus der physikalischen Adresse der neuen Daten. Die Einheitentabelle zeigt an, welcher der Steuerungsblöcke 314 - 318 einzusetzen ist, um die Einheit festzustellen, die den Paritätsdatensatz für den jeweiligen Datensatz enthält. Wiederum wird die Adresse des neuen Datensatzes genutzt, um den interessierenden Streifen zu kennzeichnen. Wenn einmal die Einheit, die den Paritätsdatensatz für den Streifen enthält, gekennzeichnet ist, reiht Auftrag 617 eine Aktualisierungsanforderung, die die Datensatzadresse sind die Änderungsmaske enthält, in eine Warteschlange 624 for die jeweilige Einheit ein. Die Aktualisierungsanforderung kennzeichnet ebenfalls den Datensatz, der noch nicht geschrieben wurde. Bevor die Aufgabe 617 die Aktualisierungsanfordernng in die Warteschlange 624 einreiht, durchsucht er die Warteschlange 624, um sicherzustellen, daß es nicht zu Verwechslungen mit Versionsnummern kommt, so wie es vorher beschrieben wurde. Wenn eine Verwechslung möglich ist, wartet der Nutzerauftrag, bis es zu keiner Verwechslung vor der Verarbeitung mehr kommen kann.
Von der Adresse des Paritätsdatensatzes weiß man, daß diese gleich der Adresse der neuen Daten ist, es sei denn, sie befindet sich auf einer anderen Einheit. Eine Schreibanforderung für die neuen Daten wurde bei 618 in eine Warteschlange 620 eingereiht. Wenn ein Datensatz auf einen Speicher 622 geschrieben wird, wird ein Hinweis auf diese Tatsache bei 625 zu der Aktualisierungsanforderung in der Warteschlange 624 gesandt. Dann wird im Ablauf zurückgesprungen, um auf die nächste Änderung des Datensatzes zu warten.
Eine Aufgabe zur Aktualisierung der Parität beginnt bei 627, indem die nächste Paritätsaktualisierungsanfrage aus der Schlange 624 genommen wird. Wenn einmal der Paritätsdatensatz, der durch die Aktualisierungsanfrage gekennzeichnet wurde, bei 626 gelesen wurde, wird die Änderungsmaske bei 628 mit dem Paritätsdatensatz exklusiv-oder-verknüpft. Die Versionsnummern werden durch die Exklusiv-Oder-Verknüpfung nicht geändert, da die Änderungsmaske in den zu den Versionsnummern gehörigen Bitpositionen Nullen enthält. Die Eklusiv-Oder-Verknüpfung wird durchgeführt, indem der gleiche Maschinenbefehl für die Exklusiv-Oder-Verknüpfung wie beim Block 614 des Nutzerauftrages genutzt wird. Die Versionsnummer des Paritätsdatensatzes, die zu dem Datensatz gehört, wird dann in 630 erhöht und eine Schreibanforderung für den Paritätsdatensatz bei 632 erteilt. Der Auftrag zur Paritätsaktualisierung erhält dann bei 627 die nächste Anforderung zur Paritätsaktualisierung.
Eine Warteschlange 634 speichert die Schreibanforderungen der Paritätsdatensätze für die Speichereinheiten. In diesem Fall wird eine Speichereinheit 636 für die jeweilige Schreibanforderung gekennzeichnet. Die Speichereinheit 636 unterscheidet sich von der Einheit 622, da die Daten und die Paritätsdatensätze nicht auf die gleiche Einheit geschrieben werden. Wenn das Schreiben des Paritätsdatensatzes abgeschlossen wurde, wird die Aktualisierungsanforderung in der Warteschlange 624 bei 637 benachrichtigt. Wenn sowohl das Datenschreiben als auch das Paritätsschreiben abgeschlossen wurden, wird der Eintrag aus der Warteschlange 624 entfernt, was wiederum anzeigt, daß es nicht länger die Möglichkeit einer Verwechslung mit den Versionsnummern gibt.
Die Wiederherstellung wird durchgeführt, wenn entweder ein einzelner Datensatzlesefehler während des Normalbetriebs des Systems auftritt, oder wenn die gesamte Einheit ausfällt.
Wenn eine Einheit ausfällt, werden die verlorenen Daten auf der Einheit aus den verbliebenen Einheiten des Satzes auf die Weise wiederhergestellt, wie es in den Steuerungsblöcken, die auf mehr als einem Mitglied im Satz gespeichert sind, angezeigt wird. Die ausgefallene Einheit wird ersetzt oder repariert. Die Daten für die neue Einheit werden dann aus den verbliebenen Mitgliedern des Satzes Datensatz für Datensatz wiederhergestellt. Ein Paritätsdatensatz wird einfach durch Lesen der Datensätze in dem Satz und Regenerierung der Parität wiederhergestellt. Die Versionsnummern in den Paritätsdatensätzen werden gleich den zugehörigen Versionsnummern in den Datensätzen gesetzt.
Wenn ein Datensatz regeneriert wird, wird zuerst eine Überprüfung an jedem der Datensätze durchgeführt, um zu bestimmen, ob ihre Versionsnummern zu den Versionsnummern in dem Paritätsdatensatz für diesen Streifen passen. Wenn irgendeine der Versionsnummern in diesem Streifen nicht paßt, wird eine Kennung über verlorene Daten in Kopf des verlorenen Datensatzes geschrieben. Wenn die Versionsnummern passen, werden die Datensätze in dem Streifen einzeln nacheinander mit dem neuen Datensatz exklusiv-oder-verknüpft. Die jeweilige Versionsnummer wird dann aus dem Paritätsdatensatz in den neuen Datensatzkopf kopiert.
Wenn ein Fehler entweder in dem Datensatz oder in dem Paritätsdatensatz festgestellt wird, werden die Bestandteile des fehlerhaften Datensatzes mit dem gleichen Mechanismus, wie er oben für die Wiederherstellung einer ganzen Einheit beschrieben wurde, rekonstruiert. In diesem Fall ist es notwendig, während die Wiederherstellung im Gange ist, alle Aktivitäten zur Änderung auf die Scheibe zu beschränken, die den fehlerhaften Datensatz enthält.
Im Anschluß an die Wiederherstellung wird der normale Betrieb des Systems fortgesetzt, wobei die einzigen verlorenen Daten diejenigen sind, für die eine Aktualisierung der Daten oder Parität durchgeführt wurde und eine Einheit ausfiel, bevor der zugehörige Paritätsdatensatz oder Datensatz geschrieben werden konnte. Somit wurde die große Mehrheit der Daten in der ausgefallenen Einheit ohne überflüssigen Mehraufwand oder Spiegelung wiederhergestellt. Durch die Verteilung der Paritätsinformation über die Mitglieder des Satzes wird im Gegensatz zum Einbinden eines Gerätes mit den Paritätsinformationen der Parallelbetrieb von Speichergeräten genutzt, um maximale Zugriffsraten zu erhalten.
Obwohl die Erfindung unter Bezug auf eine oder mehrere bevorzugte Ausführungsformen und unter Bezug auf ein bestimmtes System beschrieben wurde, wird der Fachmann feststellen, daß die Erfindung viele Formen und Gestalten annehmen kann. Die Datensatzgrößen sind im keiner Weise auf die hier diskutierten Werte begrenzt, und auch die Speichereinheiten sind nicht auf Plattenlaufwerke beachränkt. Die Tatsache, daß nur identische Geräte in einem Satz genutzt werden, ist nur eine Frage der Auswahl im Hinblick auf eine Vereinfachung beim Entwurf. Viele Kombinationen aus Speichereinheiten in Sätzen und die Verteilung der Datenschutz- oder Paritätsblöcke werden vom Rahmen der Erfindung, so wie sie oben beschrieben und beansprucht wird, umfaßt.

Claims

1. Ein Datenschutzmechanismus für ein Computersystem mit Speichergeräten (30, 32, 34, 36, 38), auf die mehrfach unabhängig zugegriffen werden kann, sowie mit Speichermanagementmitteln für das Management der Speicherung von Datenblöcken auf den Speichergeräten (30, 32, 34, 36, 38) und:

mit Generierungsmitteln für die Generierung von Paritätsblöcken als eine Funktion von Datenblocksätzen, wobei die Datenblöcke eines Satzes, die mit einem Paritätsblock korrespondieren, auf unterschiedlichen Speichergeräten gespeichert sind, dadurch gekennzeichnet, daß er weiterhin folgendes umfaßt:

Mittel zur Verteilung, die mit den Mitteln für das Speichermanagement verbunden sind, um ein Speichergerät für das Speichermanagementmittel zu identifizieren, auf das der Paritätsblock so zu speichern ist, daß keines der Speichergeräte (32, 34, 36, 38) die Paritätsblöcke (70, 80, 82, 84, 86, 88, 90, 92) für alle Datenblockgruppen (72, 74, 76, 78) enthält.

2. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 1, wobei das Mittel für die Verteilung die Paritätsblöcke im Wesentlichen gleichmäßig auf die Speichergeräte verteilt.

3. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 2 wobei das Mittel für die Verteilung die Paritätsblöcke umlaufend der Reihe nach verteilt.

4. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 1, wobei jeder Datenblock eines Satzes und dessen korrespondierender Paritätsblock einen Streifen der gleichen Adreßbereiche für jedes der Speichergeräte bildet.

5. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 4, wobei wenigstens ein Streifen gleicher Adressen Datenblöcke ohne einen Paritätsblock enthält.

6. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 4, wobei es wenigstens soviele Streifen wie Datenblöcke in einer Gruppe plus einem Paritätsblock gibt.

7. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 4, wobei die Größe des Adreßbereiches wenigstens so groß wie das größte dem System zuteilbare zusammenhängende Stück Speicher ist.

8. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 1, wobei jedes Speichergerät die gleiche Adreßgröße besitzt.

9. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 1, wobei ein Satz wenigstens drei Speichergeräte umfaßt.

10. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 1, wobei die Speichergeräte eines Satzes ausgewählt wurden, um die Anzahl der Speichergeräte, die durch den Ausfall einer einzigen Komponente des Computersystems betroffen sind, zu minimieren.

11. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 1, wobei ein Block eine Vielzahl in ihrer Größe festgelegter Datensätze umfaßt und der Mechanismus weiterhin ein Mittel für die Versionsgenerierung für die Lieferung unabhängiger Versionsnummern an Datensätze mit der gleichen Adresse in einem Satz und korrespondierender Versionsnummern an den Paritätsdatensatz umfaßt, der eine derartige Gruppe Datensätze abdeckt.

12. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 11, wobei die Versionsncnimern Zähler enthalten, und die Mittel für die Versionsgenerierung den Zähler in einem revidierten Datensatz erhöhen und den korrospondierenden Zähler in dem Paritätsdatensatz erhöhen.

13. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 12, der weiterhin Mittel für die Wiederherstellung von Daten enthält, um Datensätze, die auf einem ausgefallenen Speichergerät verloren gegangen sind, durch Kombination der in dem Satz aus Speichergeräten verbliebenen Datensätze wiederherzustellen.

14. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 13, wobei die Wiederherstellung eines verlorengegangenen Datensatzes von einem Gerät an jedem verbliebenen Datensatz in derjenigen Menge Datensätze möglich ist, die Versionsnummern besitzen, die zu den Versionsnummern in dem Paritätsdatensatz passen.

15. Der Datenschutzmechanismus nach Anspruch 1, der weiterhin Mittel für die Markierung von Änderungen für die Erzeugung einer Änderungsmaske für einen Paritätsdatensatz enthält, wenn ein Datensatz in der Gruppe zu ändern ist, wobei die Änderungsmaske als Funktion des Originaldatensatzes und des geänderten Datensatzes generiert wurde.

16. Eine Methode zum Schutz von auf einer Vielzahl Speichergeräten gespeicherter Daten, bestehend aus:

dem Einteilen von adressierbarem Speicher auf jedem der Speichergeräte (30, 32, 34, 36, 38) in Speicherblöcke, so daß jeder Speicher die gleiche Anzahl von Blöcken besitzt, wobei die Blöcke auf jedem Speicher den gleichen Adreßbereich, der einen Streifen umfaßt, besitzen;

dem Speichern der Paritätsinformationen für jeden Streifen Speicherblöcke auf verteilte Weise entlang der Speichergeräten (30, 32, 34, 36, 38), um die Gesamtzugriffsrate auf die Speichergeräte zu verbessern; und

dem Ändern der Paritätsinformationen für jedem Streifen als eine Funktion einer Änderung an einem Block in dessen korrespondlerendem Streifen, ohne alle Blöcke in dem Streifen lesen zu müssen.

17. Die Methode nach Anspruch 16, wobei der Schritt der Änderung der Paritätsinformation aus den folgenden Schritten besteht:

dem Lesen der zu ändernden Daten;

dem Erzeugen einer Kopie der zu ändernden Daten;

dem Erzeugen der Datenänderungen;

der Generierung einer Änderungsmaske als eine Funktion der Kopie der zu ändernden Daten und der geänderten Daten;

dem Schreiben der geänderten Daten in den Speicher;

dem Lesen der korrespondierenden Paritätsdaten;

dem Anlegen der Änderungsmaske an die Paritätsdaten, um diese zu aktualisieren; und

dem Schreiben der aktualisierten Daten in den Speicher.

18. Die Methode nach Anspruch 16, wobei der Schritt der Änderung der Paritätsinformationen weiterhin den Schritt zur Generierung einer Versionsnummer umfaßt, die sowohl mit dem Datenblock als auch mit dem Paritätsblock gemeinsam gespeichert wird.