JP3129732B2 - コピーバックキャッシュを有する記憶装置アレイ - Google Patents
コピーバックキャッシュを有する記憶装置アレイInfo
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Description
【発明の詳細な説明】 背景技術 1.発明の分野 本発明は、コンピュータシステムのデータ記憶に関
し、詳しくは、一時記憶用のコピーバックキャッシュ記
憶ユニットを用いたフォールトトレラント（faulttoler
ant）記憶装置アレイに関する。
し、詳しくは、一時記憶用のコピーバックキャッシュ記
憶ユニットを用いたフォールトトレラント（faulttoler
ant）記憶装置アレイに関する。
2.関連技術の記載 通常の一般的なデータ処理システムは、単一又は複数
の記憶ユニットを備えている。この記憶ユニットは、直
接に、又は制御ユニット及びチャネルを介して、中央処
理ユニット（CPU）に接続される。記憶ユニットの機能
は、CPUが特定のデータ処理タスクを実行する際に用い
るデータ及びプログラムを記憶することである。
の記憶ユニットを備えている。この記憶ユニットは、直
接に、又は制御ユニット及びチャネルを介して、中央処
理ユニット（CPU）に接続される。記憶ユニットの機能
は、CPUが特定のデータ処理タスクを実行する際に用い
るデータ及びプログラムを記憶することである。
最近のデータ処理システムには種々の記憶ユニットが
使用されている。典型的なシステムは、大容量のテープ
ユニットや、大容量の磁気、光、半導体ディスクドライ
ブ等を、１又はそれ以上の個数、備えている。これら
は、それぞれ、制御ユニットを介してシステムに接続さ
れる。
使用されている。典型的なシステムは、大容量のテープ
ユニットや、大容量の磁気、光、半導体ディスクドライ
ブ等を、１又はそれ以上の個数、備えている。これら
は、それぞれ、制御ユニットを介してシステムに接続さ
れる。
しかしながら、ある大規模容量記憶ユニットにおいて
フェイルが発生すると、システムがこのユニット上の情
報にはもはやアクセスできなくなるという問題が生じ
る。一般的に、このようなフェイルは、コンピュータシ
ステム全体をダウンさせてしまう。
フェイルが発生すると、システムがこのユニット上の情
報にはもはやアクセスできなくなるという問題が生じ
る。一般的に、このようなフェイルは、コンピュータシ
ステム全体をダウンさせてしまう。
そこで、従来から、信頼性の高いデータ記憶を提供す
るという課題に関する技術が提案されてきた。記録規模
が比較的小さいシステムでは、ECCシンドロームビット
を発生させる誤り訂正符号を使用し、記憶ユニット内の
各データ記録に付加することも可能である。このような
符号を用いると、誤って読み取られたデータを少量なら
ば補正することができる。しかしながら、この種の符号
は、長い記録にエラーが生じた場合のその補正や再生に
は適さず、また、その記憶ユニットの全体がフェイルし
た場合にはもはや救済できない。それゆえ、個々の記憶
ユニット上のデータに外部から信頼性を与える必要が生
じていた。
るという課題に関する技術が提案されてきた。記録規模
が比較的小さいシステムでは、ECCシンドロームビット
を発生させる誤り訂正符号を使用し、記憶ユニット内の
各データ記録に付加することも可能である。このような
符号を用いると、誤って読み取られたデータを少量なら
ば補正することができる。しかしながら、この種の符号
は、長い記録にエラーが生じた場合のその補正や再生に
は適さず、また、その記憶ユニットの全体がフェイルし
た場合にはもはや救済できない。それゆえ、個々の記憶
ユニット上のデータに外部から信頼性を与える必要が生
じていた。
この種の“外部”信頼性へのアプローチも従来から検
討されてきた。カリフォルニア大学バークレー校の研究
グループは、“A Case for Redundant Arrays of Inexp
ensive Disks（RAID）",Patterson et al.,Proc.ACM SI
GMOID,June 1988と題する論文において、ディスクドラ
イブを記憶ユニットとして使用した場合にこのような信
頼性を与えるための異なったいくつかのアプローチを示
している。ここでは、ディスクドライブアレイによって
特徴づけられた５種類のアーキテクチャが開示されてい
る。これらのアーキテクチャRAID（Redundant Array of
Inexpensive Disks:廉価ディスク冗長アレイ）システ
ムと呼ばれ、それぞれ以下に述べる構成を有している。
討されてきた。カリフォルニア大学バークレー校の研究
グループは、“A Case for Redundant Arrays of Inexp
ensive Disks（RAID）",Patterson et al.,Proc.ACM SI
GMOID,June 1988と題する論文において、ディスクドラ
イブを記憶ユニットとして使用した場合にこのような信
頼性を与えるための異なったいくつかのアプローチを示
している。ここでは、ディスクドライブアレイによって
特徴づけられた５種類のアーキテクチャが開示されてい
る。これらのアーキテクチャRAID（Redundant Array of
Inexpensive Disks:廉価ディスク冗長アレイ）システ
ムと呼ばれ、それぞれ以下に述べる構成を有している。
RAID1アーキテクチャは、“ミラー”記憶ユニットと
呼ばれる対をなす記憶ユニット群を有している。各記憶
ユニットには、対をなす記憶ユニット状の全てのデータ
がコピーされ保存されている。このような方法は、信頼
性の問題を解決する一方で、記憶のためのコストを二倍
にする。RAID1アーキテクチャは、特にタンデム社によ
って多く装置化されている。
呼ばれる対をなす記憶ユニット群を有している。各記憶
ユニットには、対をなす記憶ユニット状の全てのデータ
がコピーされ保存されている。このような方法は、信頼
性の問題を解決する一方で、記憶のためのコストを二倍
にする。RAID1アーキテクチャは、特にタンデム社によ
って多く装置化されている。
RAID2アーキテクチャでは、各ワードデータがビット
毎に異なるディスクドライブに記憶される。これは、
“ビットストライピング”として知られている。また、
各ワードには誤り検出訂正（EDC）ビットが付加されて
おり、これもビットストライピングの対象となる。例え
ばFlora et al.の米国特許第4,722,085号は、比較的小
容量で個別に操作可能な複数のディスクサブシステムを
使用したディスクドライブメモリを開示している。この
ディスクドライブメモリは、非常に高いフォールトトレ
ラントとデータ転送帯域幅を有する大規模な高容量ディ
スクドライブとして機能する。データオーガナイザは、
各32ビットのワードデータにEDC7ビット（周知のハミン
グ符号を使用する）を付加することにより、誤り検出訂
正機能を与える。こうして得られる39ビットのワード
は、１個のディスクドライブ当たり１ビット、合計39個
のディスクドライブに書き込まれる。39個のディスクド
ライブのうち１個がフェイルした場合には、個別に記憶
された残りの38ビットを使用することにより、各ワード
データをディスクドライブから読み取りながら、32ビッ
トのデータワードをワードバイワードベースで再構成す
ることができる。これによってフォールトトレランスが
達成される。
毎に異なるディスクドライブに記憶される。これは、
“ビットストライピング”として知られている。また、
各ワードには誤り検出訂正（EDC）ビットが付加されて
おり、これもビットストライピングの対象となる。例え
ばFlora et al.の米国特許第4,722,085号は、比較的小
容量で個別に操作可能な複数のディスクサブシステムを
使用したディスクドライブメモリを開示している。この
ディスクドライブメモリは、非常に高いフォールトトレ
ラントとデータ転送帯域幅を有する大規模な高容量ディ
スクドライブとして機能する。データオーガナイザは、
各32ビットのワードデータにEDC7ビット（周知のハミン
グ符号を使用する）を付加することにより、誤り検出訂
正機能を与える。こうして得られる39ビットのワード
は、１個のディスクドライブ当たり１ビット、合計39個
のディスクドライブに書き込まれる。39個のディスクド
ライブのうち１個がフェイルした場合には、個別に記憶
された残りの38ビットを使用することにより、各ワード
データをディスクドライブから読み取りながら、32ビッ
トのデータワードをワードバイワードベースで再構成す
ることができる。これによってフォールトトレランスが
達成される。
この種のシステムの明らかな失点は、ほとんどの大型
コンピュータは32ビットワードを使用するため最小限シ
ステムにも多数のディスクドライブが必要とされるこ
と、EDCビットを記憶するために39個中７個というかな
り多数のドライブが必要とされることである。さらに、
RAID2型のディスクドライブメモリシステムには、各デ
ータブロックのビットを各ディスクドライブに分配すべ
く、個別のディスクアクチュエータを一斉に動作させる
ことにより各データブロックを書き込まねばならないと
いう制限がある。このような構成は、各ディスクがそれ
ぞれデータブロックの一部分を転送するため広いデータ
転送帯域幅を有しており、単一のドライブによりブロッ
クをアクセスする場合よりずっと速く、コンピュータシ
ステムがブロック全体を利用できるようにになるという
効果を奏する。しかしながら、この構成は、記憶ユニッ
ト全体に単一のリード／ライトヘッドアクチュエータを
設けることによってのみ効果的になる。反面、“単一
の”アクチュエータによって１回でアクセスできるのは
データファイル１個だけであるので、データファイルが
小さい場合におけるドライブアレイに対するランダムア
クセス性が影響を受ける。このように、RAID2システム
は、バンキング、金融、予約システム等、複数の小デー
タファイルへの多数のランダムアクセスによって大量の
データ記憶転送操作が行われるような、オンライン業務
処理（OLTP）用に設計されたコンピュータシステムには
一般に適さないと考えられる。
コンピュータは32ビットワードを使用するため最小限シ
ステムにも多数のディスクドライブが必要とされるこ
と、EDCビットを記憶するために39個中７個というかな
り多数のドライブが必要とされることである。さらに、
RAID2型のディスクドライブメモリシステムには、各デ
ータブロックのビットを各ディスクドライブに分配すべ
く、個別のディスクアクチュエータを一斉に動作させる
ことにより各データブロックを書き込まねばならないと
いう制限がある。このような構成は、各ディスクがそれ
ぞれデータブロックの一部分を転送するため広いデータ
転送帯域幅を有しており、単一のドライブによりブロッ
クをアクセスする場合よりずっと速く、コンピュータシ
ステムがブロック全体を利用できるようにになるという
効果を奏する。しかしながら、この構成は、記憶ユニッ
ト全体に単一のリード／ライトヘッドアクチュエータを
設けることによってのみ効果的になる。反面、“単一
の”アクチュエータによって１回でアクセスできるのは
データファイル１個だけであるので、データファイルが
小さい場合におけるドライブアレイに対するランダムア
クセス性が影響を受ける。このように、RAID2システム
は、バンキング、金融、予約システム等、複数の小デー
タファイルへの多数のランダムアクセスによって大量の
データ記憶転送操作が行われるような、オンライン業務
処理（OLTP）用に設計されたコンピュータシステムには
一般に適さないと考えられる。
RAID3アーキテクチャは、各ディスクドライブ記憶ユ
ニットにフェイルやデータ誤りを検出する内部手段を設
けるという思想に基づくものである。それゆえ、誤り位
置を検出するための余分な情報を記憶する必要はなく、
より単純な形態のパリティベースの誤り訂正でよくな
る。このアプローチでは、フェイルが起きたすべての記
憶ユニットの内容を“XOR"（排他的論理和演算）するこ
とによりパリティ情報が生成される。得られるパリティ
情報は単一の冗長記憶ユニットに記憶される。従って、
あるひとつの記憶ユニットがフェイルした場合には、こ
のフェイルしたユニット上のデータは、残りの記憶ユニ
ットからのデータとパリティ情報をXORすることによっ
て、置き換え記憶ユニット上に再構成できる。このよう
な構成は、ミラーディスクRAID1アーキテクチャに比
べ、Ｎ個の記憶ユニット当たり１個の記憶ユニットを追
加するだけで足りるという利点がある。RAID3アーキテ
クチャは、さらに、ディスクドライブをRAID2システム
同様に結合して動作させ、１個のディスクドライブをパ
リティユニットとして使用するという設計も可能であ
る。
ニットにフェイルやデータ誤りを検出する内部手段を設
けるという思想に基づくものである。それゆえ、誤り位
置を検出するための余分な情報を記憶する必要はなく、
より単純な形態のパリティベースの誤り訂正でよくな
る。このアプローチでは、フェイルが起きたすべての記
憶ユニットの内容を“XOR"（排他的論理和演算）するこ
とによりパリティ情報が生成される。得られるパリティ
情報は単一の冗長記憶ユニットに記憶される。従って、
あるひとつの記憶ユニットがフェイルした場合には、こ
のフェイルしたユニット上のデータは、残りの記憶ユニ
ットからのデータとパリティ情報をXORすることによっ
て、置き換え記憶ユニット上に再構成できる。このよう
な構成は、ミラーディスクRAID1アーキテクチャに比
べ、Ｎ個の記憶ユニット当たり１個の記憶ユニットを追
加するだけで足りるという利点がある。RAID3アーキテ
クチャは、さらに、ディスクドライブをRAID2システム
同様に結合して動作させ、１個のディスクドライブをパ
リティユニットとして使用するという設計も可能であ
る。
RAID3アーキテクチャを装置化した例としては、マイ
クロポリス社のパラレルドライブアレイモデル1804SCSI
がある。このモデルは、４個の同期化されたディスクド
ライブを並列的に使用しており、さらに冗長パリティド
ライブを１個使用している。４個のデータディスクドラ
イブのうち１個がフェイルしたとしても、パリティディ
スクドライブに記憶されたパリティビットの使用によっ
て、これを回復できる。RAID3システムの別の例は、Ouc
hiの米国特許第4,092,732号に述べられている。
クロポリス社のパラレルドライブアレイモデル1804SCSI
がある。このモデルは、４個の同期化されたディスクド
ライブを並列的に使用しており、さらに冗長パリティド
ライブを１個使用している。４個のデータディスクドラ
イブのうち１個がフェイルしたとしても、パリティディ
スクドライブに記憶されたパリティビットの使用によっ
て、これを回復できる。RAID3システムの別の例は、Ouc
hiの米国特許第4,092,732号に述べられている。
RAID3ディスクドライブメモリシステムは、RAID2シス
テムよりはるかに低い冗長度ユニット／データユニット
比を有する。しかし、やはりRAID2システムと同様の限
界を有する。すなわち、個々のディスクアクチュエータ
を結合して一斉に動作させねばならない。“単一の”ア
クチュエータによって１回でアクセスできるのはデータ
ファイル１個だけであるので、データファイルが小さい
場合におけるドライブアレイに対するランダムアクセス
性が影響を受ける。このように、この点で、RAID3シス
テムは、OLTP用に設計されたコンピュータシステムには
一般に適さないと考えられる。
テムよりはるかに低い冗長度ユニット／データユニット
比を有する。しかし、やはりRAID2システムと同様の限
界を有する。すなわち、個々のディスクアクチュエータ
を結合して一斉に動作させねばならない。“単一の”ア
クチュエータによって１回でアクセスできるのはデータ
ファイル１個だけであるので、データファイルが小さい
場合におけるドライブアレイに対するランダムアクセス
性が影響を受ける。このように、この点で、RAID3シス
テムは、OLTP用に設計されたコンピュータシステムには
一般に適さないと考えられる。
RAID4アーキテクチャは、RAID3システムと同様のパリ
ティ誤り訂正を用いている。RAID4アーキテクチャで
は、RAID3システムに比べ、小規模ファイルに対するラ
ンダムアクセス性が改善されている。この改善は、個々
のディスクアクチュエータを結合せずに、より大きな最
小量データ（例えばディスクセクタ）を読み出しこれを
各ディスクに書き込むことによって実現されている。こ
の処理もブロックストライピングと呼ばれている。RAID
4アーキテクチャは、１個の記憶ユニットをパリティユ
ニットに割り当てた構成としても実現できる。
ティ誤り訂正を用いている。RAID4アーキテクチャで
は、RAID3システムに比べ、小規模ファイルに対するラ
ンダムアクセス性が改善されている。この改善は、個々
のディスクアクチュエータを結合せずに、より大きな最
小量データ（例えばディスクセクタ）を読み出しこれを
各ディスクに書き込むことによって実現されている。こ
の処理もブロックストライピングと呼ばれている。RAID
4アーキテクチャは、１個の記憶ユニットをパリティユ
ニットに割り当てた構成としても実現できる。
RAID4システムの限界は、個別に動作するデータ記憶
ユニットのうちあるユニットにデータブロックの書き込
みを行う場合に、パリティユニットにも新たなパリティ
ブロックを書き込まねばならない点にある。まず、デー
タ記憶ユニット上の古いデータから情報内容を除去する
ためには、パリティユニットに記憶されたパリティ情報
を読み出し、当該古いデータとXORしなければならな
い。さらに、データ記憶ユニット上に新たなデータブロ
ックを書き込む際、このXORの結果得られる総和を、当
該新たなデータとXORし、新たなパリティ情報を生成す
る必要がある。そして、得られた新たなデータ及び新た
なパリティ記録を、それぞれ、ディスクドライブに書き
込む。このプロセスは一般にリードモディファイライト
シーケンスと呼ばれる。
ユニットのうちあるユニットにデータブロックの書き込
みを行う場合に、パリティユニットにも新たなパリティ
ブロックを書き込まねばならない点にある。まず、デー
タ記憶ユニット上の古いデータから情報内容を除去する
ためには、パリティユニットに記憶されたパリティ情報
を読み出し、当該古いデータとXORしなければならな
い。さらに、データ記憶ユニット上に新たなデータブロ
ックを書き込む際、このXORの結果得られる総和を、当
該新たなデータとXORし、新たなパリティ情報を生成す
る必要がある。そして、得られた新たなデータ及び新た
なパリティ記録を、それぞれ、ディスクドライブに書き
込む。このプロセスは一般にリードモディファイライト
シーケンスと呼ばれる。
このように、パリティユニットのパリティ記録によっ
てカバーされる任意のデータ記憶ユニット上で記録が変
更されるたびに、パリティユニットに対するリード／ラ
イトが生じる。単位時間当たり記録変更回数はパリティ
ユニットへのアクセス速度の関数であるので、パリティ
ユニットがデータ書き込み操作のボトルネックとなり、
複数のデータ記憶ユニットの並列動作によるより速いア
クセス速度に対立する。この限界のため、RAID4システ
ムはOLTP用のコンピュータシステムに適切であるとは考
えられない。実際、RAID4システムの商業的な使用は行
われていないようである。
てカバーされる任意のデータ記憶ユニット上で記録が変
更されるたびに、パリティユニットに対するリード／ラ
イトが生じる。単位時間当たり記録変更回数はパリティ
ユニットへのアクセス速度の関数であるので、パリティ
ユニットがデータ書き込み操作のボトルネックとなり、
複数のデータ記憶ユニットの並列動作によるより速いア
クセス速度に対立する。この限界のため、RAID4システ
ムはOLTP用のコンピュータシステムに適切であるとは考
えられない。実際、RAID4システムの商業的な使用は行
われていないようである。
RAID5アーキテクチャは、RAID4アーキテクチャと同様
のパリティ誤り訂正並びに個別アクチュエータを用いて
いる。RAID5アーキテクチャでは、しかし、データ及び
パリティ情報を全てのアクセス可能なディスクドライブ
に分散させることによって、RAID4システムの書込み性
能が改良されている。一般に、“Ｎ＋1"個の記憶ユニッ
トが組で、すなわちいわゆる冗長グループとして使用さ
れ、これらの記憶ユニットによる記憶空間が、ブロック
と称される複数の同サイズのアドレス領域に分割され
る。各記憶ユニットは通常同数のブロックを含んでい
る。ある冗長グループを構成する各記憶ユニットからの
ブロックのうち同じユニットアドレスを有するブロック
は、“ストライプ”と呼ばれる。各ストライプは、Ｎ個
のデータブロックと、そのストライプの残りのブロック
についてのパリティを含むプラス１個のパリティブロッ
クとを、１個の記憶ユニット上に有している。その他の
ストライプもそれぞれパリティブロックを有しているか
ら、パリティブロックは異なる記憶ユニット上に分散さ
れる。冗長グループ中の各データ変更と関連するパリテ
ィ更新アクティビティは、従って、異なる記憶ユニット
上に分散される。１個のユニットに全てのパリティ更新
アクティビティがかけられるということは、全くない。
のパリティ誤り訂正並びに個別アクチュエータを用いて
いる。RAID5アーキテクチャでは、しかし、データ及び
パリティ情報を全てのアクセス可能なディスクドライブ
に分散させることによって、RAID4システムの書込み性
能が改良されている。一般に、“Ｎ＋1"個の記憶ユニッ
トが組で、すなわちいわゆる冗長グループとして使用さ
れ、これらの記憶ユニットによる記憶空間が、ブロック
と称される複数の同サイズのアドレス領域に分割され
る。各記憶ユニットは通常同数のブロックを含んでい
る。ある冗長グループを構成する各記憶ユニットからの
ブロックのうち同じユニットアドレスを有するブロック
は、“ストライプ”と呼ばれる。各ストライプは、Ｎ個
のデータブロックと、そのストライプの残りのブロック
についてのパリティを含むプラス１個のパリティブロッ
クとを、１個の記憶ユニット上に有している。その他の
ストライプもそれぞれパリティブロックを有しているか
ら、パリティブロックは異なる記憶ユニット上に分散さ
れる。冗長グループ中の各データ変更と関連するパリテ
ィ更新アクティビティは、従って、異なる記憶ユニット
上に分散される。１個のユニットに全てのパリティ更新
アクティビティがかけられるということは、全くない。
例えば５個のディスクドライブを有するRAID5システ
ムでは、第１ブロックストライプのパリティ情報は第５
ドライブに、第２ブロックストライプのパリティ情報は
第４ドライブに、第３ブロックストライプのパリティ情
報は第３ドライブに、というように、連続するストライ
プのパリティブロックは一般にヘリカルパターンでディ
スクドライブ回りに書き込まれる。もちろん別のパター
ンが使用されてもよい。
ムでは、第１ブロックストライプのパリティ情報は第５
ドライブに、第２ブロックストライプのパリティ情報は
第４ドライブに、第３ブロックストライプのパリティ情
報は第３ドライブに、というように、連続するストライ
プのパリティブロックは一般にヘリカルパターンでディ
スクドライブ回りに書き込まれる。もちろん別のパター
ンが使用されてもよい。
このように、パリティ情報を記憶するために１個のデ
ィスクドライブだけが使用されることは全くなく、RAID
4アーキテクチャのボトルネックが解消される。RAID5シ
ステムの例は、Clark et al.による米国特許第4,761,78
5号に述べられている。
ィスクドライブだけが使用されることは全くなく、RAID
4アーキテクチャのボトルネックが解消される。RAID5シ
ステムの例は、Clark et al.による米国特許第4,761,78
5号に述べられている。
RAID4システムと同様、RAID5システムの限界は、デー
タブロックを変更する際、２度のリード操作と２度のラ
イト操作からなるリードモディファイライトシーケンス
を必要とすることである。すなわち、古いパリティブロ
ックと古いデータブロックのリード及びXORを実行する
必要があり、さらに、XORにより得られた総和を新たな
データとXORする必要がある。新たなデータ及びパリテ
ィブロックは、ディスクドライブに再び書き込まねばな
らない。２度のリード操作は、２度のライト操作と同
様、平行して行われるものの、RAID4又はRAID5システム
でのデータブロックの変更は、従来のディスクの同じ操
作よりさらに時間がかかる。従来のディスクでは最初の
リード操作が不要であるから、従って、ライト操作を行
うべくディスクドライブが元の位置まで回転して戻るの
を待たねばならない。回転待ち時間だけでも、通常のデ
ータ変更処理に要する時間の約50％に達する。また、各
データ変更操作の遅れに２個のディスク記憶ユニットが
巻き込まれ、全体としてシステムのスループットが制限
される。
タブロックを変更する際、２度のリード操作と２度のラ
イト操作からなるリードモディファイライトシーケンス
を必要とすることである。すなわち、古いパリティブロ
ックと古いデータブロックのリード及びXORを実行する
必要があり、さらに、XORにより得られた総和を新たな
データとXORする必要がある。新たなデータ及びパリテ
ィブロックは、ディスクドライブに再び書き込まねばな
らない。２度のリード操作は、２度のライト操作と同
様、平行して行われるものの、RAID4又はRAID5システム
でのデータブロックの変更は、従来のディスクの同じ操
作よりさらに時間がかかる。従来のディスクでは最初の
リード操作が不要であるから、従って、ライト操作を行
うべくディスクドライブが元の位置まで回転して戻るの
を待たねばならない。回転待ち時間だけでも、通常のデ
ータ変更処理に要する時間の約50％に達する。また、各
データ変更操作の遅れに２個のディスク記憶ユニットが
巻き込まれ、全体としてシステムのスループットが制限
される。
このようなライト性能ペナルティにもかかわらず、高
いデータ信頼性、冗長性のための低いオーバヘッドコス
ト、優れたリード性能、相当の書き込み性能によって、
RAID5型システムは顕著にポピュラー化している。しか
しながら、パリティ更新操作に要する回転遅れ時間に起
因した書込み性能ペナルティなしに、RAID5システムを
有効に利用することが望まれる。
いデータ信頼性、冗長性のための低いオーバヘッドコス
ト、優れたリード性能、相当の書き込み性能によって、
RAID5型システムは顕著にポピュラー化している。しか
しながら、パリティ更新操作に要する回転遅れ時間に起
因した書込み性能ペナルティなしに、RAID5システムを
有効に利用することが望まれる。
本発明はそのようなシステムを提供する。
発明の概要 本発明は、記憶ユニットに対するアクセスが間欠的で
あることの認識により、RAID5アーキテクチャにおける
誤り訂正ブロックのボトルネックを解決するものであ
る。すなわち、CPUからのアクセス要求によってRAID5シ
ステム中の１又は複数の記憶ユニットがアイドル状態と
なる特性を利用すると共に、標準的なRAIDシステムにさ
らにコピーバックキャッシュ記憶ユニットを付加する。
本発明は、このようなシステムを動作させるための２種
類の方法を提供する。
あることの認識により、RAID5アーキテクチャにおける
誤り訂正ブロックのボトルネックを解決するものであ
る。すなわち、CPUからのアクセス要求によってRAID5シ
ステム中の１又は複数の記憶ユニットがアイドル状態と
なる特性を利用すると共に、標準的なRAIDシステムにさ
らにコピーバックキャッシュ記憶ユニットを付加する。
本発明は、このようなシステムを動作させるための２種
類の方法を提供する。
いずれの方法においても、RAIDシステム中でライトが
生じると、データは即座にコピーバックキャッシュ記憶
ユニット内の第１の記憶可能領域に書き込まれる。コピ
ーバックキャッシュ記憶ユニットへの書き込みが完了す
ると、この書き込みの成功が即座にホストCPUに報知さ
れる。その後、書き込まれたデータの誤り訂正ブロック
の更新を待たずに、CPUによる次の記憶ユニットアクセ
スが継続して行われる。
生じると、データは即座にコピーバックキャッシュ記憶
ユニット内の第１の記憶可能領域に書き込まれる。コピ
ーバックキャッシュ記憶ユニットへの書き込みが完了す
ると、この書き込みの成功が即座にホストCPUに報知さ
れる。その後、書き込まれたデータの誤り訂正ブロック
の更新を待たずに、CPUによる次の記憶ユニットアクセ
スが継続して行われる。
本発明の第１の方法では、記憶システム中の関連する
記憶ユニットのアイドル期間中に、コピーバックキャッ
シュ記憶ユニット内の各ペンディングデータブロックに
ついて誤り訂正ブロック（例えばXORパリティ）が計算
され、データブロックとこれに対応する誤り訂正ブロッ
クは、RAIDシステム内のそれぞれの適正な記憶領域にコ
ピーされる。また、多くのデータブロックが同一のスト
ライプに書き込まれるような場合は、そのストライプ中
のすべてのデータブロックから誤り訂正ブロックが一度
に算出され、時間の節約ができる。この方法では、実際
には、コピーバックキャッシュ記憶ユニットはピークロ
ードライトデータを記憶し、その後CPUによるI/Oアクセ
スの比較的な静的な期間にRAIDシステムへの実際の書き
込み操作が完了される。
記憶ユニットのアイドル期間中に、コピーバックキャッ
シュ記憶ユニット内の各ペンディングデータブロックに
ついて誤り訂正ブロック（例えばXORパリティ）が計算
され、データブロックとこれに対応する誤り訂正ブロッ
クは、RAIDシステム内のそれぞれの適正な記憶領域にコ
ピーされる。また、多くのデータブロックが同一のスト
ライプに書き込まれるような場合は、そのストライプ中
のすべてのデータブロックから誤り訂正ブロックが一度
に算出され、時間の節約ができる。この方法では、実際
には、コピーバックキャッシュ記憶ユニットはピークロ
ードライトデータを記憶し、その後CPUによるI/Oアクセ
スの比較的な静的な期間にRAIDシステムへの実際の書き
込み操作が完了される。
本発明の第２の方法では、ライトデータがコピーバッ
クキャッシュ記憶ユニットにログされた後に、CPUのそ
の他のI/Oアクセスと重複しながら、コントローラのバ
ッファメモリ内のライトデータを使用して、RAIDシステ
ムコントローラによる通常のリードモディファイライト
操作が継続される。ここに、コピーバックキャッシュ記
憶ユニットへの単純なライトが完了すると即座にCPUが
演算を継続できるので、その性能が強化され、従って通
常のリードモディファイライトRAIDシステムで生じる遅
延が解消される。この方法では、コピーバックキャッシ
ュ記憶ユニットはさらにライトデータのランニングログ
としての機能も果たす。ライトデータはコピーバックキ
ャッシュ記憶ユニットにセーブされるので、データの一
体性が保たれ、従ってRAIDシステムに対するリードモデ
ィファイライト操作が完了されない場合でさえ、アクセ
ス可能となる。
クキャッシュ記憶ユニットにログされた後に、CPUのそ
の他のI/Oアクセスと重複しながら、コントローラのバ
ッファメモリ内のライトデータを使用して、RAIDシステ
ムコントローラによる通常のリードモディファイライト
操作が継続される。ここに、コピーバックキャッシュ記
憶ユニットへの単純なライトが完了すると即座にCPUが
演算を継続できるので、その性能が強化され、従って通
常のリードモディファイライトRAIDシステムで生じる遅
延が解消される。この方法では、コピーバックキャッシ
ュ記憶ユニットはさらにライトデータのランニングログ
としての機能も果たす。ライトデータはコピーバックキ
ャッシュ記憶ユニットにセーブされるので、データの一
体性が保たれ、従ってRAIDシステムに対するリードモデ
ィファイライト操作が完了されない場合でさえ、アクセ
ス可能となる。
コピーバックキャッシュ記憶ユニットは、電源が落ち
てもデータが失われないように、不揮発性であるのが好
ましい。コピーバックキャッシュ記憶ユニットがディス
クドライブである場合は、フォールトトレランス（故障
許容）のためにミラー記憶ユニットと対にされているの
が望ましい。また、コピーバックキャッシュ記憶ユニッ
トは、ディスクドライブよりも速い書込み時間及び誤り
訂正ブロック更新時間を達成できる固体記憶ユニットで
あってもよい。
てもデータが失われないように、不揮発性であるのが好
ましい。コピーバックキャッシュ記憶ユニットがディス
クドライブである場合は、フォールトトレランス（故障
許容）のためにミラー記憶ユニットと対にされているの
が望ましい。また、コピーバックキャッシュ記憶ユニッ
トは、ディスクドライブよりも速い書込み時間及び誤り
訂正ブロック更新時間を達成できる固体記憶ユニットで
あってもよい。
本発明の好適な実施例の詳細は以下の説明と図面によ
って示される。発明の詳細の開示に従って、当業者にと
って多様な改良例および変化が明白なものとなるはずで
ある。
って示される。発明の詳細の開示に従って、当業者にと
って多様な改良例および変化が明白なものとなるはずで
ある。
図面の簡単な説明 図１は、本発明によるコピーバックキャッシュ記憶RA
IDシステムのブロック図である。
IDシステムのブロック図である。
図２は、本発明の第１実施例によるリード／ライト操
作のフローチャートである。
作のフローチャートである。
図３は、本発明の第２実施例によるリード／ライト操
作のフローチャートである。
作のフローチャートである。
図面中、同一の符号は同じ構成要素を示す。
発明の詳細な説明 本記述を通して示される良好な実施例は一つの例とし
て考えられ、本発明を限定するものではない。
て考えられ、本発明を限定するものではない。
図１は、本発明によるコピーバックキャッシュRAIDシ
ステムのブロック図である。図示されるように、CPU1は
バス２を介してアレイコントローラ３に接続される。こ
のアレイコントローラ３は、実施例では、フォールトト
レラントコントローラである。アレイコントローラ３
は、I/Oバス（例えばSCSIバス）によって、複数の記憶
ユニットS1−S5（５個という数字は単なる例示である）
それぞれに接続される。記憶ユニットS1−S5はフェイル
（障害）の点で独立であり、すなわち、あるユニットで
フェイルが起きてもその他のユニットの物理的な動作に
影響を及ぼさない。アレイコントローラ３は、好ましく
は、個別プログラム可能のプロセッサ（例えば、カリフ
ォルニア州サニーヴァルのMIPS社のMIPS R3000 RISC
プロセッサ）を含む。この種のプロセッサは、CPU1と独
立して記憶ユニットを制御できる。
ステムのブロック図である。図示されるように、CPU1は
バス２を介してアレイコントローラ３に接続される。こ
のアレイコントローラ３は、実施例では、フォールトト
レラントコントローラである。アレイコントローラ３
は、I/Oバス（例えばSCSIバス）によって、複数の記憶
ユニットS1−S5（５個という数字は単なる例示である）
それぞれに接続される。記憶ユニットS1−S5はフェイル
（障害）の点で独立であり、すなわち、あるユニットで
フェイルが起きてもその他のユニットの物理的な動作に
影響を及ぼさない。アレイコントローラ３は、好ましく
は、個別プログラム可能のプロセッサ（例えば、カリフ
ォルニア州サニーヴァルのMIPS社のMIPS R3000 RISC
プロセッサ）を含む。この種のプロセッサは、CPU1と独
立して記憶ユニットを制御できる。
コントローラ３には、また、コピーバックキャッシュ
記憶ユニットCCも接続されている。この実施例では、コ
ピーバック記憶ユニットCCは、コモンI/Oバス（例えばS
CSIバス）に接続されており、コピーバック記憶ユニッ
トCCと記憶ユニットS1−S5との間でデータが転送され
る。コピーバックキャッシュ記憶ユニットCCは不揮発性
であり、電源が落ちてもデータは失われない。コピーバ
ックキャッシュ記憶ユニットCCがディスクドライブであ
る場合は、フォールトトレランスのためミラー記憶ユニ
ットCC′と対にするのが好ましい。ミラー記憶ユニット
CC′は、コントローラ３に接続され、コピーバックキャ
ッシュ記憶ユニットCCに書き込まれたすべてのデータが
基本的に同時にミラー記憶ユニットCC′に周知の方法で
書き込まれる。コピーバックキャッシュ記憶ユニットCC
は固体の記憶ユニットであってもよく、固体の場合は書
込み時間及び誤り訂正ブロック更新時間がディスクドラ
イブよりも速くなる。そのような場合は、固体記憶ユニ
ットは誤り検出及び訂正回路を有し、不揮発性である
か、あるいは電源供給にバッテリのバックアップを有す
る。
記憶ユニットCCも接続されている。この実施例では、コ
ピーバック記憶ユニットCCは、コモンI/Oバス（例えばS
CSIバス）に接続されており、コピーバック記憶ユニッ
トCCと記憶ユニットS1−S5との間でデータが転送され
る。コピーバックキャッシュ記憶ユニットCCは不揮発性
であり、電源が落ちてもデータは失われない。コピーバ
ックキャッシュ記憶ユニットCCがディスクドライブであ
る場合は、フォールトトレランスのためミラー記憶ユニ
ットCC′と対にするのが好ましい。ミラー記憶ユニット
CC′は、コントローラ３に接続され、コピーバックキャ
ッシュ記憶ユニットCCに書き込まれたすべてのデータが
基本的に同時にミラー記憶ユニットCC′に周知の方法で
書き込まれる。コピーバックキャッシュ記憶ユニットCC
は固体の記憶ユニットであってもよく、固体の場合は書
込み時間及び誤り訂正ブロック更新時間がディスクドラ
イブよりも速くなる。そのような場合は、固体記憶ユニ
ットは誤り検出及び訂正回路を有し、不揮発性である
か、あるいは電源供給にバッテリのバックアップを有す
る。
記憶ユニットS1−S5は、１又は複数の冗長グループに
グループ分けされる。以下で述べられる図例では、説明
の簡略化のために、すべての記憶ユニットS1−S5が１個
の冗長グループに含まれるとしている。
グループ分けされる。以下で述べられる図例では、説明
の簡略化のために、すべての記憶ユニットS1−S5が１個
の冗長グループに含まれるとしている。
本発明は、コントローラ３によって実行されるコンピ
ュータプログラムとして実現される。図２は、本発明の
第１実施例におけるリード／ライトステップを示すハイ
レベルフローチャートである。図３は、本発明の第２実
施例におけるリード／ライトステップを示すハイレベル
フローチャートである。以下、図２及び３に示されるス
テップを説明する。
ュータプログラムとして実現される。図２は、本発明の
第１実施例におけるリード／ライトステップを示すハイ
レベルフローチャートである。図３は、本発明の第２実
施例におけるリード／ライトステップを示すハイレベル
フローチャートである。以下、図２及び３に示されるス
テップを説明する。
ピークロード実施例 コントローラ３は、基本的に、CPU1からの入力／出力
要求を連続ベースでモニタする（ステップ20）。書込み
要求がペンディング中であれば（ステップ21）、そのデ
ータブロックは即座にコピーバックキャッシュ記憶ユニ
ットCC内の第１記憶可能領域に書き込まれる（ステップ
22）。このデータブロックは、ミラー記憶ユニットCC′
があればそこにも記憶される。書込みはまず、コピーバ
ックキャッシュ記憶ユニットCC上の第１論理ブロックで
行われ、連続して最終論理ブロックまで継続される。そ
の後（アレイ中に記憶されていないブロックに重ね書き
がない限り）、再び第１ブロックでの書き込みが開始さ
れる。この好ましい実施例によると、コピーバックキャ
ッシュ記憶ユニットCCにおいて時間のかかるSEEK動作
（すなわち、記憶ユニット内のリード／ライトヘッドの
物理的な移動）を最小限とすることができる。
要求を連続ベースでモニタする（ステップ20）。書込み
要求がペンディング中であれば（ステップ21）、そのデ
ータブロックは即座にコピーバックキャッシュ記憶ユニ
ットCC内の第１記憶可能領域に書き込まれる（ステップ
22）。このデータブロックは、ミラー記憶ユニットCC′
があればそこにも記憶される。書込みはまず、コピーバ
ックキャッシュ記憶ユニットCC上の第１論理ブロックで
行われ、連続して最終論理ブロックまで継続される。そ
の後（アレイ中に記憶されていないブロックに重ね書き
がない限り）、再び第１ブロックでの書き込みが開始さ
れる。この好ましい実施例によると、コピーバックキャ
ッシュ記憶ユニットCCにおいて時間のかかるSEEK動作
（すなわち、記憶ユニット内のリード／ライトヘッドの
物理的な移動）を最小限とすることができる。
コピーバックキャッシュ記憶ユニットCCに記憶される
各データブロックは、そのデータブロックが最終的に記
憶されることになるアレイのロケーション（位置）にフ
ラッグされ、ポインタはそのデータブロックがコピーバ
ックキャッシュ記憶ユニットCCにあることを示すように
セットされる（ステップ23）。このロケーション情報及
びポインタ情報は、メモリ内の個別のテーブルあるいは
コピーバックキャッシュ記憶ユニットCCに保持される。
前記テーブルは、各データブロックのサイズ、属性、状
態に関する標準情報を含むエントリーを有するディレク
トリテーブルからなる。さらに、各エントリーは、その
データブロックがコピーバックキャッシュ記憶ユニット
CCに記憶されているかアレイ（S1−S5）に記憶されてい
るかを示す１又は複数のフィールドと、そのデータブロ
ックにとってのアレイ中の“正常”ロケーションとを有
する。このようなディレクトリテーブルの生成は当業者
にとっては周知である。
各データブロックは、そのデータブロックが最終的に記
憶されることになるアレイのロケーション（位置）にフ
ラッグされ、ポインタはそのデータブロックがコピーバ
ックキャッシュ記憶ユニットCCにあることを示すように
セットされる（ステップ23）。このロケーション情報及
びポインタ情報は、メモリ内の個別のテーブルあるいは
コピーバックキャッシュ記憶ユニットCCに保持される。
前記テーブルは、各データブロックのサイズ、属性、状
態に関する標準情報を含むエントリーを有するディレク
トリテーブルからなる。さらに、各エントリーは、その
データブロックがコピーバックキャッシュ記憶ユニット
CCに記憶されているかアレイ（S1−S5）に記憶されてい
るかを示す１又は複数のフィールドと、そのデータブロ
ックにとってのアレイ中の“正常”ロケーションとを有
する。このようなディレクトリテーブルの生成は当業者
にとっては周知である。
アレイ中の同じロケーションに記憶されるはずのデー
タブロックがまだ“ペンディングブロック（コピーバッ
クキャッシュ記憶ユニットCCに書き込まれたもののS1−
S5のアレイへまだ転送されていないデータブロック）”
である時に、別のデータブロックがコピーバックキャッ
シュ記憶ユニットCCに書き込まれた場合は、そのデータ
ブロックのディレクトリロケーションポインタは“旧”
バージョンではなく“新”バージョンを指すように変更
される。旧バージョンはそれ以後無視されるが、引き続
いての操作中に書き直されてもよい。
タブロックがまだ“ペンディングブロック（コピーバッ
クキャッシュ記憶ユニットCCに書き込まれたもののS1−
S5のアレイへまだ転送されていないデータブロック）”
である時に、別のデータブロックがコピーバックキャッ
シュ記憶ユニットCCに書き込まれた場合は、そのデータ
ブロックのディレクトリロケーションポインタは“旧”
バージョンではなく“新”バージョンを指すように変更
される。旧バージョンはそれ以後無視されるが、引き続
いての操作中に書き直されてもよい。
この方式で書き込み要求が処理されたなら、コントロ
ーラ３は即座にCPU1に通報を送り、書込み処理の成功を
示す（ステップ24）。そして、モニタリングプロセスが
繰り返される（ステップ25）。CPU1による記憶ユニット
のアクセスは、書き込まれたばかりのデータの誤り訂正
ブロックの更新を待たずに継続する。このように、コピ
ーバックキャッシュ記憶ユニットCCへのライトデータの
記憶は、CPU1の操作面に関しては、標準RAIDシステムの
リードモディファイライトシーケンスを必要としないの
で、アレイの書き込みのスループット時間は非冗長シス
テムと同じであるように見える。
ーラ３は即座にCPU1に通報を送り、書込み処理の成功を
示す（ステップ24）。そして、モニタリングプロセスが
繰り返される（ステップ25）。CPU1による記憶ユニット
のアクセスは、書き込まれたばかりのデータの誤り訂正
ブロックの更新を待たずに継続する。このように、コピ
ーバックキャッシュ記憶ユニットCCへのライトデータの
記憶は、CPU1の操作面に関しては、標準RAIDシステムの
リードモディファイライトシーケンスを必要としないの
で、アレイの書き込みのスループット時間は非冗長シス
テムと同じであるように見える。
ライト要求がペンディング中でない場合は（ステップ
21）、コントローラ３は読出し要求がペンディングであ
るかどうかをテストする（ステップ26）。読出し要求が
ペンディング中であれば、コントローラ３はディレクト
リを読み取って、要求された各データブロックのロケー
ションを検出する（ステップ27）。要求されたデータブ
ロックがアレイ中にない場合は（ステップ28）、コント
ローラ３はコピーバックキャッシュ記憶ユニットCCから
ブロックを読み出し、それをCPU1へ転送する（ステップ
29）。その後モニタリングプロセスが繰り返される（ス
テップ30）。要求されたデータブロックがアレイ中にあ
れば（ステップ28）、コントローラ３はアレイ（S1−S
5）から通常の方式でブロックを読み出し、それをCPU1
へ送る（ステップ31）。その後モニタリングプロセスが
繰り返される（ステップ32）。
21）、コントローラ３は読出し要求がペンディングであ
るかどうかをテストする（ステップ26）。読出し要求が
ペンディング中であれば、コントローラ３はディレクト
リを読み取って、要求された各データブロックのロケー
ションを検出する（ステップ27）。要求されたデータブ
ロックがアレイ中にない場合は（ステップ28）、コント
ローラ３はコピーバックキャッシュ記憶ユニットCCから
ブロックを読み出し、それをCPU1へ転送する（ステップ
29）。その後モニタリングプロセスが繰り返される（ス
テップ30）。要求されたデータブロックがアレイ中にあ
れば（ステップ28）、コントローラ３はアレイ（S1−S
5）から通常の方式でブロックを読み出し、それをCPU1
へ送る（ステップ31）。その後モニタリングプロセスが
繰り返される（ステップ32）。
本発明のいくつかの実施例では、コントローラ３内に
ディスクキャッシュメモリを含む。もちろんそのような
キャッシュでも明らかに読み出し要求は満たされる。
ディスクキャッシュメモリを含む。もちろんそのような
キャッシュでも明らかに読み出し要求は満たされる。
アレイ中の特定の記憶ユニットについてペンディング
中のライト／リードが全くない場合は、これらの記憶ユ
ニットがCPU1のI/Oアクセスに関して“アイドル”状態
であることを示し、コントローラ３は、そのアイドル記
憶ユニット上のロケーションにフラッグされた“ペンデ
ィングブロック”があるかどうかをチェックする。ペン
ディングブロックが全くなければ（ステップ33）、コン
トローラ３はモニタリングのサイクルを再開する（ステ
ップ34）。
中のライト／リードが全くない場合は、これらの記憶ユ
ニットがCPU1のI/Oアクセスに関して“アイドル”状態
であることを示し、コントローラ３は、そのアイドル記
憶ユニット上のロケーションにフラッグされた“ペンデ
ィングブロック”があるかどうかをチェックする。ペン
ディングブロックが全くなければ（ステップ33）、コン
トローラ３はモニタリングのサイクルを再開する（ステ
ップ34）。
ペンディングブロックが存在すれば（ステップ33）、
コントローラ３はコピーバックキャッシュ記憶ユニット
CCからペンディングブロックを読み取る（ステップ3
5）。コントローラ３はそのペンディングブロックをア
レイの適正なロケーションに書き込み、このペンディン
グブロックに基づいて計算される新たな誤り訂正ブロッ
クを求め記憶する。
コントローラ３はコピーバックキャッシュ記憶ユニット
CCからペンディングブロックを読み取る（ステップ3
5）。コントローラ３はそのペンディングブロックをア
レイの適正なロケーションに書き込み、このペンディン
グブロックに基づいて計算される新たな誤り訂正ブロッ
クを求め記憶する。
本発明の良好な実施形態では、誤り訂正ブロックはパ
リティ情報を含む。このように、ディレクトリに記憶さ
れたペンディングブロックの位置情報で示されるアレイ
位置に対応する古いデータブロックと古い誤り訂正ブロ
ックとを読み取ることによって、そのペンディングブロ
ックにおける誤り訂正ブロックの更新が達成される（ス
テップ36）。コントローラ３はその後、旧データブロッ
クと、ペンディングデータブロックと、旧誤り訂正ブロ
ックとをXORして、新規の誤り訂正ブロックを生成する
（ステップ37）。この新誤り訂正ブロックとペンディン
グブロックはアレイS1−S5の適正なロケーションに書き
込まれる（ステップ38）。
リティ情報を含む。このように、ディレクトリに記憶さ
れたペンディングブロックの位置情報で示されるアレイ
位置に対応する古いデータブロックと古い誤り訂正ブロ
ックとを読み取ることによって、そのペンディングブロ
ックにおける誤り訂正ブロックの更新が達成される（ス
テップ36）。コントローラ３はその後、旧データブロッ
クと、ペンディングデータブロックと、旧誤り訂正ブロ
ックとをXORして、新規の誤り訂正ブロックを生成する
（ステップ37）。この新誤り訂正ブロックとペンディン
グブロックはアレイS1−S5の適正なロケーションに書き
込まれる（ステップ38）。
多数のペンディングブロックが同一のストライプに書
き込まれるような場合は、そのストライプ中の更新され
ていない全てのデータブロックを読み出し、これらのデ
ータブロックをペンディングブロックとXORして新たな
誤り訂正ブロックを生成し、ペンディングブロックと新
誤り訂正ブロックとをアレイに書き込むことによって、
そのストライプ中のすべてのデータブロックに関する誤
り訂正が一度に算出される。これによって時間の節約が
実現される。
き込まれるような場合は、そのストライプ中の更新され
ていない全てのデータブロックを読み出し、これらのデ
ータブロックをペンディングブロックとXORして新たな
誤り訂正ブロックを生成し、ペンディングブロックと新
誤り訂正ブロックとをアレイに書き込むことによって、
そのストライプ中のすべてのデータブロックに関する誤
り訂正が一度に算出される。これによって時間の節約が
実現される。
ペンディングブロックがコピーバックキャッシュ記憶
ユニットCCからアレイに送られたなら、そのブロックの
ためのディレクトリエントリーは修正され、そのデータ
ブロックがコピーバックキャッシュ記憶ユニットCCにで
はなく、アレイ中にあることを示す（ステップ39）。そ
の後、コントローラ３はモニタリングの周期を再開する
（ステップ40）。
ユニットCCからアレイに送られたなら、そのブロックの
ためのディレクトリエントリーは修正され、そのデータ
ブロックがコピーバックキャッシュ記憶ユニットCCにで
はなく、アレイ中にあることを示す（ステップ39）。そ
の後、コントローラ３はモニタリングの周期を再開する
（ステップ40）。
本発明は、逐次分岐処理の面から述べられているが、
個別のタスクが同時に行われるようなマルチタスクシス
テムにおいて実施されることも可能である。そのような
場合、上述のリード／ライトプロセス、及びペンディン
グブロックの転送は、同時に行われる個別のタスクとし
て実行される。従って、図２のステップ21、26、33で示
されるテストは、データブロックを読み取り、書き込
み、ペンディングブロックを転送するために、関連タス
クの要求中に暗黙のうちに行われる。例えば、コピーバ
ックキャッシュ記憶ユニットCCからアレイ中の記憶ユニ
ットへのペンディングブロックの転送は、アレイ中の別
の記憶ユニットへの読取り操作と同時に行われてもよ
い。また、コントローラ３がアレイ中の各記憶ユニット
における多数のI/O要求を“スタック”できるタイプの
アレイであれば（多くのSCSIベースのRAIDシステムがそ
うであるように）、上述の処理操作は同じ記憶ユニット
へのアクセスに関しては“同時に”行うことができる。
個別のタスクが同時に行われるようなマルチタスクシス
テムにおいて実施されることも可能である。そのような
場合、上述のリード／ライトプロセス、及びペンディン
グブロックの転送は、同時に行われる個別のタスクとし
て実行される。従って、図２のステップ21、26、33で示
されるテストは、データブロックを読み取り、書き込
み、ペンディングブロックを転送するために、関連タス
クの要求中に暗黙のうちに行われる。例えば、コピーバ
ックキャッシュ記憶ユニットCCからアレイ中の記憶ユニ
ットへのペンディングブロックの転送は、アレイ中の別
の記憶ユニットへの読取り操作と同時に行われてもよ
い。また、コントローラ３がアレイ中の各記憶ユニット
における多数のI/O要求を“スタック”できるタイプの
アレイであれば（多くのSCSIベースのRAIDシステムがそ
うであるように）、上述の処理操作は同じ記憶ユニット
へのアクセスに関しては“同時に”行うことができる。
データログ実施例 上述の実施例におけるように、コントローラ３は基本
的に連続ベースでCPU1からの入出力要求をモニタする
（ステップ50）。この実施例では、コントローラ３には
比較的大きな（例えば１メガバイト）とデータバッファ
が設けられ、アレイに書き込まれるはずのデータを一時
的に格納する。書込み要求がペンディング中であれば
（ステップ51）、そのデータブロックはコントローラ３
によって、即座にコピーバックキャッシュ記憶ユニット
CCの第１記憶可能位置に書き込まれる（ステップ52）。
このデータブロックはミラー記憶ユニットCCがある場合
はそこにも記憶される。書込みは、コピーバックキャッ
シュ記憶ユニットCC上の第１論理ブロックから始めら
れ、それに続いて最終論理ブロックまで継続して行われ
る。その後、（アレイ中に記憶されなかったブロックが
重ね書きされない限り）書き込みは再び第１ブロックか
ら開始される。この良好な方法ではコピーバックキャッ
シュ記憶ユニットCCでのSEEK操作を最小限にする。
的に連続ベースでCPU1からの入出力要求をモニタする
（ステップ50）。この実施例では、コントローラ３には
比較的大きな（例えば１メガバイト）とデータバッファ
が設けられ、アレイに書き込まれるはずのデータを一時
的に格納する。書込み要求がペンディング中であれば
（ステップ51）、そのデータブロックはコントローラ３
によって、即座にコピーバックキャッシュ記憶ユニット
CCの第１記憶可能位置に書き込まれる（ステップ52）。
このデータブロックはミラー記憶ユニットCCがある場合
はそこにも記憶される。書込みは、コピーバックキャッ
シュ記憶ユニットCC上の第１論理ブロックから始めら
れ、それに続いて最終論理ブロックまで継続して行われ
る。その後、（アレイ中に記憶されなかったブロックが
重ね書きされない限り）書き込みは再び第１ブロックか
ら開始される。この良好な方法ではコピーバックキャッ
シュ記憶ユニットCCでのSEEK操作を最小限にする。
第１実施例では、SEEK操作はアイドルタイムにペンデ
ィングブロックを引き出してアレイへ転送することが必
要とされたが、この実施例では、コピーバックキャッシ
ュ貯蔵記憶ユニットCCは書き込みデータのランニングロ
グとしての役割を果たす。第１実施例とは対称的に、SE
EK操作は、現行の領域がふさがっている場合に次のデー
タ書込み領域（例えばディスクドライブ中の次のシリン
ダ）への変更のために、あるいは記憶ユニットの最終論
理位置に達した後に開始論理位置にライト／リードヘッ
ドをリセットするために、もしくは機能不全の後にデー
タブロックをSEEKするためだけに必要とされる。
ィングブロックを引き出してアレイへ転送することが必
要とされたが、この実施例では、コピーバックキャッシ
ュ貯蔵記憶ユニットCCは書き込みデータのランニングロ
グとしての役割を果たす。第１実施例とは対称的に、SE
EK操作は、現行の領域がふさがっている場合に次のデー
タ書込み領域（例えばディスクドライブ中の次のシリン
ダ）への変更のために、あるいは記憶ユニットの最終論
理位置に達した後に開始論理位置にライト／リードヘッ
ドをリセットするために、もしくは機能不全の後にデー
タブロックをSEEKするためだけに必要とされる。
コピーバックキャッシュ記憶ユニットCC上に記憶され
た各データブロックは、そのデータブロックが最終的に
記憶されることになるアレイ中のロケーションと、コピ
ーバックキャッシュ記憶ユニットCC内でのロケーション
とを用いてフラッグされ、ポインタは、そのデータブロ
ックがコントローラバッファの中にあることを示すよう
にセットされる（ステップ53）。先と同様に、このよう
なロケーションとポインタ情報やディレクトリテーブル
に保持される。
た各データブロックは、そのデータブロックが最終的に
記憶されることになるアレイ中のロケーションと、コピ
ーバックキャッシュ記憶ユニットCC内でのロケーション
とを用いてフラッグされ、ポインタは、そのデータブロ
ックがコントローラバッファの中にあることを示すよう
にセットされる（ステップ53）。先と同様に、このよう
なロケーションとポインタ情報やディレクトリテーブル
に保持される。
コントローラ３のバッファによって、第２の実施例の
「ペンディングブロック」の定義は第１実施例での定義
といくぶん異なってくる。「ペンディングブロック」と
は、コピーバックキャッシュ記憶ユニットCCに書き込ま
れはしたものの、コントローラバッファからアレイS1−
S5に転送されていないデータブロックのことである。
「ペンディングブロック」の定義は第１実施例での定義
といくぶん異なってくる。「ペンディングブロック」と
は、コピーバックキャッシュ記憶ユニットCCに書き込ま
れはしたものの、コントローラバッファからアレイS1−
S5に転送されていないデータブロックのことである。
アレイ中の同じロケーションに記憶されるはずのデー
タブロックがまだコントローラバッファ内の“ペンディ
ングブロック”である間に別のデータブロックがコピー
バックキャッシュ記憶ユニットCCに書き込まれた場合
は、そのデータブロックのためのディレクトリロケーシ
ョンポインタは、コピーバックキャッシュ記憶ユニット
CCとバッファの双方で旧バージョンから新バージョンを
示すように変更される。この旧バージョンはそれ以後無
視されるが、その後の操作で書き直されることも可能で
ある。
タブロックがまだコントローラバッファ内の“ペンディ
ングブロック”である間に別のデータブロックがコピー
バックキャッシュ記憶ユニットCCに書き込まれた場合
は、そのデータブロックのためのディレクトリロケーシ
ョンポインタは、コピーバックキャッシュ記憶ユニット
CCとバッファの双方で旧バージョンから新バージョンを
示すように変更される。この旧バージョンはそれ以後無
視されるが、その後の操作で書き直されることも可能で
ある。
書込み要求がこの方式で処理されたならば、コントロ
ーラ３は書込み操作が成功した旨をCPU1に報知する（ス
テップ54）。そしてモニタリングプロセスが繰り返され
る（ステップ55）。書き込まれたばかりのデータブロッ
クの誤り訂正ブロックの更新を待たずに、CPU1による次
の記憶ユニットアクセスが継続される。このように、コ
ピーバックキャッシュ記憶ユニットCCへの書込みデータ
の記憶は、CPU1の操作に関して標準RAIDシステムのリー
ドモディファイライトシーケンスを必要としないので、
アレイの書込み応答時間は、非冗長システムと同じよう
に見える。
ーラ３は書込み操作が成功した旨をCPU1に報知する（ス
テップ54）。そしてモニタリングプロセスが繰り返され
る（ステップ55）。書き込まれたばかりのデータブロッ
クの誤り訂正ブロックの更新を待たずに、CPU1による次
の記憶ユニットアクセスが継続される。このように、コ
ピーバックキャッシュ記憶ユニットCCへの書込みデータ
の記憶は、CPU1の操作に関して標準RAIDシステムのリー
ドモディファイライトシーケンスを必要としないので、
アレイの書込み応答時間は、非冗長システムと同じよう
に見える。
書込み要求がペンディングでない場合は（ステップ5
1）、コントローラ３は読取り要求がペンディングであ
るかどうかをテストする（ステップ56）。読出し要求が
ペンディングであれば、コントローラ３はディレクトリ
テーブルを読み取って要求された各データブロックのロ
ケーションを検出する（ステップ57）。要求されたデー
タブロックがアレイ中にあれば（ステップ58）、コント
ローラ３は通常の方法でアレイ（S1−S5）からそのブロ
ックを読み出して、それをCPU1に送る（ステップ59）。
そしてモニタリングプロセスが繰り返される（ステップ
60）。
1）、コントローラ３は読取り要求がペンディングであ
るかどうかをテストする（ステップ56）。読出し要求が
ペンディングであれば、コントローラ３はディレクトリ
テーブルを読み取って要求された各データブロックのロ
ケーションを検出する（ステップ57）。要求されたデー
タブロックがアレイ中にあれば（ステップ58）、コント
ローラ３は通常の方法でアレイ（S1−S5）からそのブロ
ックを読み出して、それをCPU1に送る（ステップ59）。
そしてモニタリングプロセスが繰り返される（ステップ
60）。
要求されたデータブロックがアレイ中にないとしたら
（ステップ58）、そのブロックはコントローラ３のバッ
ファ内にあるはずである。コントローラ３はバッファか
らCPU1へとそのデータブロックを転送する（ステップ6
1）。バッファは機械的に課せられる待ち時間なしに電
子的速さで動作するので、この動作は第１の実施例と比
べて非常に速い。そして、モニタリングプロセスが繰り
返される（ステップ62）。
（ステップ58）、そのブロックはコントローラ３のバッ
ファ内にあるはずである。コントローラ３はバッファか
らCPU1へとそのデータブロックを転送する（ステップ6
1）。バッファは機械的に課せられる待ち時間なしに電
子的速さで動作するので、この動作は第１の実施例と比
べて非常に速い。そして、モニタリングプロセスが繰り
返される（ステップ62）。
アレイ中の特定の記憶ユニットにおいてペンディング
中の書込みあるいは読出し操作がない場合は、これらの
記憶ユニットはCPU1のI/Oアクセスに関して“アイド
ル”であることを示し、コントローラ３は、バッファ中
にアイドル記憶ユニットのロケーションにフラッグされ
た“ペンディングブロック”があるかどうかをチェック
する。ペンディングブロックがまったくなければ（ステ
ップ63）、コントローラ３はモニタリングのサイクルを
再開する（ステップ64）。
中の書込みあるいは読出し操作がない場合は、これらの
記憶ユニットはCPU1のI/Oアクセスに関して“アイド
ル”であることを示し、コントローラ３は、バッファ中
にアイドル記憶ユニットのロケーションにフラッグされ
た“ペンディングブロック”があるかどうかをチェック
する。ペンディングブロックがまったくなければ（ステ
ップ63）、コントローラ３はモニタリングのサイクルを
再開する（ステップ64）。
ペンディングブロックが存在すれば（ステップ63）、
コントローラ３はそのペンディングブロックにアクセス
し（ステップ65）、このペンディングブロックに基づい
て新規の誤り訂正ブロックを算出して記憶する。前述と
同様に、本発明の実施例では、誤り訂正ブロックはパリ
ティ情報を含む。このように、このペンディングブロッ
クにおける誤り訂正ブロックの更新は、ディレクトリに
記憶されたペンディングブロックの位置情報によって示
されるアレイ位置に対応する旧データブロックと旧誤り
訂正ブロックとを読み出すことによって達成される（ス
テップ66）。コントローラ３はこの旧データブロックと
ペンディングデータブロックと旧誤り訂正ブロックとを
XORして、新規の誤り訂正ブロックを生成する（ステッ
プ67）。この新規の誤り訂正ブロックとペンディングブ
ロックはアレイS1−S5に書き込まれる（ステップ68）。
コントローラ３はそのペンディングブロックにアクセス
し（ステップ65）、このペンディングブロックに基づい
て新規の誤り訂正ブロックを算出して記憶する。前述と
同様に、本発明の実施例では、誤り訂正ブロックはパリ
ティ情報を含む。このように、このペンディングブロッ
クにおける誤り訂正ブロックの更新は、ディレクトリに
記憶されたペンディングブロックの位置情報によって示
されるアレイ位置に対応する旧データブロックと旧誤り
訂正ブロックとを読み出すことによって達成される（ス
テップ66）。コントローラ３はこの旧データブロックと
ペンディングデータブロックと旧誤り訂正ブロックとを
XORして、新規の誤り訂正ブロックを生成する（ステッ
プ67）。この新規の誤り訂正ブロックとペンディングブ
ロックはアレイS1−S5に書き込まれる（ステップ68）。
また、多くのペンディングブロックが同じストライプ
に書き込まれる場合は、そのストライプ中の更新されな
い全てのデータブロックを読み取り、これらのデータブ
ロックをペンディングブロックとXORして新規の誤り訂
正ブロックを生成し、ペンディングブロックと新規の誤
り訂正ブロックとをアレイに書き込むことによって、そ
のストライプ中のすべてのデータブロックに関して誤り
訂正が一度に計算され得る。こうして時間の節約が実現
される。
に書き込まれる場合は、そのストライプ中の更新されな
い全てのデータブロックを読み取り、これらのデータブ
ロックをペンディングブロックとXORして新規の誤り訂
正ブロックを生成し、ペンディングブロックと新規の誤
り訂正ブロックとをアレイに書き込むことによって、そ
のストライプ中のすべてのデータブロックに関して誤り
訂正が一度に計算され得る。こうして時間の節約が実現
される。
ペンディングブロックがコントローラ３のバッファか
らアレイに転送されたならば、ディレクトリが変更さ
れ、そのペンディングブロックはもはやコピーバックキ
ャッシュ記憶ユニットCCもしくはバッファ内で有効でな
いことを示す（ステップ69）。古いペンディングブロッ
クはそれ以後無視されるが、その後の操作で書き直され
てもよい。そしてコントローラ３はモニタリングサイク
ルを再開する（ステップ70）。
らアレイに転送されたならば、ディレクトリが変更さ
れ、そのペンディングブロックはもはやコピーバックキ
ャッシュ記憶ユニットCCもしくはバッファ内で有効でな
いことを示す（ステップ69）。古いペンディングブロッ
クはそれ以後無視されるが、その後の操作で書き直され
てもよい。そしてコントローラ３はモニタリングサイク
ルを再開する（ステップ70）。
すべてのデータブロックがバッファからアレイに書き
込まれる前にシステムの不全が起きた場合は、コントロ
ーラ３はコピーバックキャッシュ記憶ユニットCCからア
レイに書き込まれなかったペンディングブロックを読み
取り、選択されたペンディングブロックをアレイに書き
込む。
込まれる前にシステムの不全が起きた場合は、コントロ
ーラ３はコピーバックキャッシュ記憶ユニットCCからア
レイに書き込まれなかったペンディングブロックを読み
取り、選択されたペンディングブロックをアレイに書き
込む。
本発明は、逐次分岐処理の面から述べられてきたが、
別個のタスクを同時に行うマルチタスクシステムで本発
明が実践実行されてもよい。図３のステップ51、56、63
で示されるテストは、データブロックの書き込み、読み
取り、ペンディングブロックの転送のために、関連タス
クの要求中に暗黙のうちに実行される。
別個のタスクを同時に行うマルチタスクシステムで本発
明が実践実行されてもよい。図３のステップ51、56、63
で示されるテストは、データブロックの書き込み、読み
取り、ペンディングブロックの転送のために、関連タス
クの要求中に暗黙のうちに実行される。
このように、本発明は、CPU1によるI/Oアクセスに関
して非ロード状態がある限り、標準的なエラー更新動作
により生じる回転待ち時間に起因する書き込み実行のペ
ナルティなしに、RAIDシステムの利点を提供するもので
ある。どのアレイ記憶ユニットにおけるアイドルタイム
も生産的に活用され、CPU1による比較的非活動的な瞬間
に、コピーバックキャッシュ記憶ユニットCCに記憶され
るデータが（キャッシュ自体から、あるいはコントロー
ラーのバッファから）アレイに書き込まれることとな
る。
して非ロード状態がある限り、標準的なエラー更新動作
により生じる回転待ち時間に起因する書き込み実行のペ
ナルティなしに、RAIDシステムの利点を提供するもので
ある。どのアレイ記憶ユニットにおけるアイドルタイム
も生産的に活用され、CPU1による比較的非活動的な瞬間
に、コピーバックキャッシュ記憶ユニットCCに記憶され
るデータが（キャッシュ自体から、あるいはコントロー
ラーのバッファから）アレイに書き込まれることとな
る。
本発明の実施例の数々が述べられてきたが、本発明の
神髄と範囲から離脱することなく多様な変形が可能であ
ることを理解されたい。例えば、本発明はRAID3、RAID4
あるいはRAID5のシステムと共に用いられてもよい。ま
た、必要な冗長情報のために、XOR生成されたパリティ
とともに、あるいはこのパリティの代わりに他の誤り訂
正方法が用いられてもよい。リード−ソロモンコードを
使用したこのような方法のひとつは、「アレイディスク
ドライブシステムおよび方法」と題された同一出願人に
よる1988年11月14日出願の米国特許出願題270,713号に
開示されている。
神髄と範囲から離脱することなく多様な変形が可能であ
ることを理解されたい。例えば、本発明はRAID3、RAID4
あるいはRAID5のシステムと共に用いられてもよい。ま
た、必要な冗長情報のために、XOR生成されたパリティ
とともに、あるいはこのパリティの代わりに他の誤り訂
正方法が用いられてもよい。リード−ソロモンコードを
使用したこのような方法のひとつは、「アレイディスク
ドライブシステムおよび方法」と題された同一出願人に
よる1988年11月14日出願の米国特許出願題270,713号に
開示されている。
多くのRAIDシステムに見られる別の例としては、即座
に支障が起きたアクティブ記憶ユニットの代用となる
“ホットスペア”記憶ユニットが挙げられる。本発明は
そのような“ホットスペア”をコピーバックキャッシュ
記憶ユニットCCとして用いることによってことによって
実践されてもよく、コピーバックキャッシュ機能専用の
記憶ニットの必要性を解消する。“ホットスペア”が本
来の目的のために必要とされる場合は、RAIDシステムは
代用ディスクが与えられるまでノンコピーバックキャッ
シュモードになる。
に支障が起きたアクティブ記憶ユニットの代用となる
“ホットスペア”記憶ユニットが挙げられる。本発明は
そのような“ホットスペア”をコピーバックキャッシュ
記憶ユニットCCとして用いることによってことによって
実践されてもよく、コピーバックキャッシュ機能専用の
記憶ニットの必要性を解消する。“ホットスペア”が本
来の目的のために必要とされる場合は、RAIDシステムは
代用ディスクが与えられるまでノンコピーバックキャッ
シュモードになる。
また別の例では、コピーバックキャッシュ記憶ユニッ
トCCは、実施例での共通のI/Oバス（例えばSCSIバス）
ではなく専用バスを介してコントローラ３に取り付けら
れてもよい。
トCCは、実施例での共通のI/Oバス（例えばSCSIバス）
ではなく専用バスを介してコントローラ３に取り付けら
れてもよい。
このように、本発明は図示される特定の実施例に限定
されるものではなく、添付クレームの範囲によってのみ
限定されるものである。
されるものではなく、添付クレームの範囲によってのみ
限定されるものである。
フロントページの続き (72)発明者 ウォーカ マーク アメリカ合衆国 カリフォルニア州 ロ スガトス ギスト ロード 20000 (72)発明者 ルイ アルバート アメリカ合衆国 カリフォルニア州 サ ンホセ ヘリテージ バレー ドライブ 3164 (56)参考文献 特開 昭62−110902（ＪＰ，Ａ) 特開 昭59−153251（ＪＰ，Ａ) 米国特許4914656（ＵＳ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 3/06 305 G06F 3/06 302 G06F 3/06 540 G06F 12/08 320 G06F 12/16 320
Claims (8)
- 【請求項１】以下を備えるフォールトトレラント記憶装
置アレイ。 a.少なくともデータブロック及びこれに対応する誤り訂
正ブロックを含む複数ブロックにより構成されたストラ
イプの形式で、情報を記憶する障害の点で独立した複数
個の記憶ユニット b.データブロックを一時記憶する少なくとも１個のコピ
ーバックキャッシュ記憶ユニット c.上記複数個の記憶ユニット及び上記少なくとも１個の
コピーバックキャッシュ記憶ユニットに接続され、機能
（１）〜（３）を有する制御手段を含む記憶ユニットコ
ントローラ （１）上記複数個の記憶ユニットに新たに書き込むべき
書込み要求対象のデータブロックを、まず上記少なくと
も１個のコピーバックキャッシュ記憶ユニット上に、ペ
ンディングデータブロックとして書き込む機能 （２）書込み要求対象の各データブロックの書き込みが
終了したことを確認する機能 （３）上記複数個の記憶ユニットのうち少なくともいず
れかの記憶ユニットのアイドルタイムにおいて処理
（ａ）〜（ｄ）を実行する機能 （ａ）上記少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記
憶ユニットに書き込まれた少なくとも１個のペンディン
グデータブロックを、上記少なくとも１個のコピーバッ
クキャッシュ記憶ユニットから読み出す処理 （ｂ）上記記憶ユニットにアクセスし、各ペンディング
データブロックに対応するそこに前から記憶されている
データブロックを読み出す処理 （ｃ）上記の前から記憶されているデータブロック及び
各ペンディングデータブロックから対応する誤り訂正ブ
ロックを生成する処理 （ｄ）上記の対応する誤り訂正ブロックが生成される
と、それら各ぺンディングデータブロック及びこれに対
応する誤り訂正ブロックを、アイドル状態にある記憶ユ
ニット上の対応するストライプに書き込む処理 （４）読出し要求対象のデータブロックが上記複数の記
憶ユニット上に書き込まれていない場合は、当該読出し
要求対象のデータブロックを、少なくとも１個のコピー
バックキャッシュ記憶ユニットから読み出し、それ以外
の場合には上記複数の記憶ユニットから読み出す機能 - 【請求項２】請求項１記載の記憶装置アレイにおいて、 各読み出されたペンディングデータブロックに対応する
情報が、上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応す
るストライプから読み出された対応する古い誤り訂正ブ
ロック及び対応する古いデータブロックを含む記憶装置
アレイ。 - 【請求項３】請求項１記載の記憶装置アレイにおいて、 新たな誤り訂正ブロックを生成する処理が、さらに以下
の処理を含む記憶装置アレイ。 a.上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するスト
ライプから対応する古いデータブロックを読み出す処理 b.上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するスト
ライプから対応する古い誤り訂正ブロックを読み出す処
理 c.上記古いデータブロック、上記古い誤り訂正ブロック
及び上記読み出されたペンディングデータブロックの排
他的論理和を演算することにより、新たな誤り訂正ブロ
ックを生成する処理 - 【請求項４】請求項１記載のフォールトトレラント記憶
装置アレイにおいて、 少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記憶ユニット
が不揮発性である記憶装置アレイ。 - 【請求項５】少なくともデータブロック及びこれに対応
する誤り訂正ブロックを含む複数ブロックにより構成さ
れたストライプの形式で情報を記憶する障害の点で独立
した複数個の記憶ユニットを備えるフォールトトレラン
ト記憶装置アレイに、以下のステップによりデータを記
憶する方法。 a.受信したデータブロックを一時的に書き込む少なくと
も１個のコピーバックキャッシュ記憶ユニットを設ける
ステップ b.上記複数個の記憶ユニットに新たに書き込むべき書込
み要求対象のデータブロックを、まず上記少なくとも１
個のコピーバックキャッシュ記憶ユニット上に、ペンデ
ィングデータブロックとして書き込むステップ c.書込み要求対象の各データブロックの書き込みが終了
したことを確認する機能 d.上記複数個の記憶ユニットのうち少なくともいずれか
の記憶ユニットのアイドルタイムにおいて処理（１）〜
（４）を実行するステップ （１）上記少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記
憶ユニットに書き込むステップにおいて書き込まれた少
なくとも１個のペンディングデータブロックを、上記少
なくとも１個のコピーバックキャッシュ記憶ユニットか
ら読み出す処理 （２）上記記憶ユニットにアクセスし、各ペンディング
データブロックに対応するそこに前から記憶されている
データブロックを読み出す処理 （３）上記の前から記憶されているデータブロック及び
各ペンディングデータブロックから対応する誤り訂正ブ
ロックを生成する処理 （４）それら各ペンディングデータブロック及びこれに
対応する誤り訂正ブロックを、アイドル状態にある記憶
ユニット上の対応するストライプに書き込む処理 e.要求されたデータブロックが上記複数の記憶ユニット
上に書き込まれていない場合は、当該要求されたデータ
ブロックを、少なくとも１個のコピーバックキャッシュ
記憶ユニットから読み出し、それ以外の場合には上記複
数の記憶ユニットから読み出すステップ - 【請求項６】請求項５記載の方法において、 上記の読み出された情報及び各読み出されたペンディン
グデータブロックから対応する誤り訂正ブロックを生成
する処理が、さらに、以下の処理を含む方法。 a.新たな誤り訂正ブロックを、上記少なくとも１個のペ
ンディングブロック並びに上記アイドル状態にある記憶
ユニットの対応するストライプから読み出された対応す
る古い誤り訂正ブロック及び対応する古いデータブロッ
クの関数として生成する処理 - 【請求項７】請求項６記載の方法において、 上記新たな誤り訂正ブロックを生成する処理が、さらに
以下の処理を含む方法。 a.上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するスト
ライプから対応する古いデータブロックを読み出す処理 b.上記アイドル状態にある記憶ユニットの対応するスト
ライプから対応する古い誤り訂正ブロックを読み出す処
理 c.上記古いデータブロック、上記古い誤り訂正ブロック
及び上記読み出されたペンディングデータブロックの排
他的論理和を演算することにより、新たな誤り訂正ブロ
ックを生成する処理 - 【請求項８】請求項５記載の方法において、 少なくとも１個のコピーバックキャッシュ記憶ユニット
が不揮発性である方法。
Applications Claiming Priority (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US638,167 | 1984-08-06 | ||
| US07/638,167 US5274799A (en) | 1991-01-04 | 1991-01-04 | Storage device array architecture with copyback cache |
| PCT/US1992/000059 WO1992012482A1 (en) | 1991-01-04 | 1992-01-03 | Fluid transfer device and method of use |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06504863A JPH06504863A (ja) | 1994-06-02 |
| JP3129732B2 true JP3129732B2 (ja) | 2001-01-31 |
Family
ID=24558917
Family Applications (1)
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