JP3440219B2 - 入出力装置及びディスク・タイムシェアリング方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、複数の入出力に基
づいてディスク装置の使用をスケジューリングする入出
力装置及びディスク・タイムシェアリング方法に関し、
特に、競合する入出力に対し割得て時間を順番に切替え
るようにディスク装置の使用をスケジューリングする入
出力装置及びディスク・タイムシェアリング方法に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】従来、ハードディスクドライブ等のディ
スク装置を使用してデータを管理するストレージシステ
ムにあっては、例えばディスク装置をＲＡＩＤ構成の装
置とし、このＲＡＩＤ装置をディスク制御装置の配下に
接続して上位のホストからの入出力を処理したり、直
接、サーバにＲＡＩＤ装置を接続し、サーバＯＳからの
入出力を処理するようにしている。

【０００３】このようなストレージシステムにあって
は、同一のディスク装置に対して、応答時間の保証が要
求されるランダムアクセスと、単位時間当たりの処理量
が重視されるシーケンシャルアクセスを行う必要がある
場合、ランダムアクセスとシーケンシャルアクセスが競
合しないように、時間帯を分けた運用を行っている。例
えば、昼間は、ディスク装置のデータベースに対してラ
ンダムアクセス中心のＯＬＴＰ業務（On Line Transact
ion Processing）を行い、業務終了後の夜間にデータベ
ースのバックアップを行っている。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】１．ランダムアクセス
とシーケンシャルアクセスの資源配分 しかしながら、このようなストレージシステムにあって
は、業務の無停止化に伴い、夜間といえどもランダムア
クセス系のＯＬＴＰ業務を継続する必要が出てきたた
め、ランダムアクセス系のＯＬＴＰ業務中にシーケンシ
ャルアクセスであるバックアップの実行が必要となって
きている。

【０００５】ランダムアクセスのみの場合は、ある平均
応答時間、例えば30ｍｓを満たせる単位時間当りの入出
力回数であるＩＯＰＳ（Input Output Per Second ）、
例えば１００IOPSを見積もることができる。シーケンシ
ャルアクセスのみの場合は、例えば２０ＭＢ／ｓといっ
たスループットを見積もることができる。

【０００６】ところが、ランダムアクセスとシーケンシ
ャルアクセスを同時に行った場合は、受け付けた入出力
を要求をＦＩＦＯを用いたキューで処理するため、ラン
ダムアクセスがディスク装置を使用できる時間およびシ
ーケンシャルアクセスがディスク装置を使用できる時間
を保証する仕組みがない。

【０００７】例えば、平均応答時間３０ｍｓで５０IOPS
のランダムアクセスと、５ＭＢ／ｓのシーケンシャルア
クセスが欲しい場合でも、シーケンシャルアクセスが頻
繁に発生するとシーケンシャルアクセスのスループット
は、上がる必要はないのであるが、５ＭＢ／ｓから１０
ＭＢ／ｓに上がる。逆にランダムアクセスで平均応答時
間３０ｍｓを満たすIOPSは、低下させたくはないにもか
かわらず、５０IOPSから２５IOPSに低下する。 ２．論理ボリューム間の資源配分 また従来のストレージシステムは、性能要件の異なるデ
ータは異なるディスク装置に配置することで、それぞれ
の性能特性を引き出している。例えば、小量データのラ
ンダムアクセスで応答時間の保証が要求されるデータ
と、大量データのシーケンシャルアクセスで単位時間当
たりの処理量が重視されるデータは、異なるディスク装
置に配置している。

【０００８】ところが、ディスク装置の大容量化に伴
い、異なる性能要件のデータを同一ディスク装置に配置
するケースが増えてきている。このように異なる性能要
件の論理ボリュームを同一ディスクに配置した場合も同
様の問題が生じる。従来は、受け付けた入出力をＦＩＦ
Ｏでスケジュールして論理ボリューム間のディスク資源
分配を制御する仕組みがない。このため、ある論理ボリ
ュームへの入出力が頻繁に発生すると、他の論理ボリュ
ームへの入出力性能が低下する。

【０００９】例えば、１０IOPSを保証して欲しいボリュ
ームＡと、５０IOPSを保証して欲しいボリュームＢを同
一ディスクに配置した場合、ボリュームＡへのアクセス
が頻繁に発生するとボリュームＡのIOPSは、上がる必要
はないにもかかわらず、１０IOPSから２０IOPSに上が
る。逆にボリュームＢのIOPSは、低下させたくはないに
もかかわらず、５０IOPSから４０IOPSへと低下する。 ３．通常処理とバックアップ／コピー処理間の資源配分 従来のストレージシステムで、同一ディスク装置上に複
数の論理ボリュームが存在し、個々の論理ボリューム単
位でバックアップやコピーを行う場合を考える。従来
は、バックアップ／コピー処理による通常の入出力への
影響を抑えるため、バックアップ／コピー処理のペース
（インターバル）を、バックアップ／コピー処理の実行
時に設定する手法を採っている。

【００１０】ところが、ボリュームＡをコピー中に、ボ
リュームＡと同じディスク装置上のボリュームＢに対し
てコピーを実行すると、同時に２多重のコピー処理が同
一のディスク装置上で動作するため、通常の入出力への
影響は２倍になる。 ４．通常処理とリビルディング間の資源配分 ＲＡＩＤ装置では、複数のディスクドライブでデータを
冗長化させることにより、１つのディスクドライブに障
害が発生しても残りのディスクドライブからデータを復
旧することができる。このため、ＲＡＩＤ装置では、デ
ィスクドライブに障害が発生しても、通常の入出力を継
続することができる。

【００１１】また、交換されたディスクドライブに対し
て、残りのディスクドライブからデータの復旧が行われ
る。この復旧処理のことをリビルディング(Rebuilding)
と呼ぶ。リビルディングは、ＲＡＩＤ装置を構成するデ
ィスクドライブに対する入出力処理を伴うため、同一の
ディスクドライブを通常の入出力と奪い合うことにな
る。

【００１２】このため、リビルディングにより通常の入
出力の性能は低下する。例えば、ミラー構成をとるＲＡ
ＩＤ１の場合、リビルディングは、ディスクドライブの
障害により１台になったディスクドライブから交換され
た新しいディスクドライブへデータをコピーする処理で
あり、コピー元のディスクドライブに対しリード入出力
が発生する。このリード入出力が通常の入出力を待たせ
ることになり、通常の入出力の性能が低下する。

【００１３】この問題を解消するための従来のアプロー
チは２つある。第１のアプローチは、通常の入出力に影
響を与えないように、十分長いインターバルで、十分小
さいデータをコピーする。この場合、通常の入出力への
影響は小さくすることができるが、リビルディング完了
までの時間が長くなる。例えば９ＧＢのディスクドライ
ブで構成するＲＡＩＤ１の場合、１０時間前後が必要と
なる。

【００１４】第２のアプローチは、ディスクドライブが
空いていれば、即ち、通常の入出力でディスクドライブ
を使用していなければ、リビルディングの入出力をスケ
ジュールする。この場合の問題は、リビルディング完了
までの時間が保証できない点にある。これはディスクド
ライブがほとんど空いていないと、リビルディングに長
時間必要になってしまう。 ５．最大応答時間保証 ミッションクリティカルな業務では、入出力性能の要件
として平均応答時間の他に最大応答時間が重要となる。
近年のディスク装置は、実行待ち入出力を処理時間が最
短になるように並び替えるリ・オーダリング機能（Re-o
rdering 機能）を持っている。

【００１５】リ・オーダリング機能は、ディスク装置
が、実行待ち入出力の中からシーク時間と回転待ち時間
の和で定義されるポジショニング時間を最小にする入出
力を、次に実行する入出力として選ぶ機能である。ディ
スク装置に入出力を依頼する際に、リ・オーダリングの
対象として良い旨のタスク指定となるシンプルタスク
（Simple task）をディスク装置に通知する。

【００１６】ディスク装置はシンプルタスク指定の入出
力の場合は、ポジショニング時間を最小にするような順
番で入出力をスケジュールする。これにより、ランダム
アクセス時の平均処理時間が短縮される。例えば、ラン
ダムアクセスの平均処理時間は、リ・オーダリング機能
を使用することにより、９ｍｓから５ｍｓに短縮する。

【００１７】リ・オーダリング機能は、このようにディ
スク装置のスループットを向上させるが、最大応答時間
が大きくなる問題がある。これは、次の入出力にポジシ
ョニング時間が最小となる入出力を選択するため、ある
入出力が長い間待ちのままでスケジュールされない現象
が発生するためである。

【００１８】この現像を解決するため、ディスク装置
は、リ・オーダリングの対象として良いことを指定する
シンプルタスクの他に、オーダードタクス（Ordered ta
sk）を指定する機能を備えている。オーダードタクスの
指定で入出力を依頼すると、ディスク装置は、それまで
に受け付けていた未だ完了していない入出力を全て完了
させた後、オーダードタスクの入出力をスケジューリン
グする。

【００１９】このようにシンプルタクスの間にオーダー
ドタスクを混ぜることにより、入出力の最大応答時間の
延長を抑えることが可能となる。しかし、ランダムアク
スセとシーケンシャルアクセス間、論理ボリューム間、
通常処理とバックアップ／コピー処理やリビルディング
処理間の資源配分を考えた場合、スループット（IOPS）
を向上させるためのシンプルタクスの利用に加え、シン
プルタクスクを使った場合の最大応答時間の保証が課題
となる。

【００２０】本発明の目的は、ディクス装置に種類の異
なる複数の入出力が競合した場合の性能の最低保証を可
能とするディスク・タイムシェアリング装置及び方法を
提供することを目的とする。

【００２１】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。本発明の入出力装置は、図１（Ａ）のよう
に、１又は複数のディスクドライブ２４を備えたディス
ク装置１６、ディスク装置１６に入出力要求を発行する
入出力要求部１８、及びディスク装置１６への入出力元
を入出力要求の性質に基づいてグループ化した入出力グ
ループを形成すると共に各入出力グループがディスク装
置１６を使用する時間の比率を定義し、定義された時間
比率に基づき各入出力グループが連続してディスク装置
１６を使用できるクォンタムτ１，τ２，τ３（割当時
間）を決定し、複数の入出力グループからディスク装置
１６に入出力の依頼を受け付けている場合、図１（Ｂ）
のように、競合した入出力グループ間でクォンタムτ
１，τ２，τ３を順番に切り替えてディスク装置１６を
使用するタイムシェアリングを行う入出力スケジュール
機構２０を備える。

【００２２】また入出力スケジュール機構２０は、１つ
の入出力グループからのみ入出力の依頼のある場合は、
図１（Ｃ）のクォンタムτ１の時刻ｔ０〜ｔ２のよう
に、１つの入出力グループからの入出力に対しディスク
装置１６を連続して使用可能とする。このように本発明
のディスク・タイムシェアリング装置によれば、予め定
義した入出力グループ毎に、入出力性能の最低値保証を
可能とすると共に、特定の入出力グループからの要求
が、ある時間帯に集中した場合は、その特定の入出力グ
ループに対して最大性能を保証できる。

【００２３】具体的には、入出力スケジュール機構２０
は、シーケンシャルアクセスと判断された入出力はシー
ケンシャルアクセス入出力グループに、それ以外の入出
力はランダムアクセス入出力グループに対応させ、シー
ケンシャルアクセスとランダムアクセスでディスク装置
１６のタイムシェアリングを行う。

【００２４】このため、ランダムアクセス要求がどれだ
け多く発生しようとも、シーケンシャルアクセスの入出
力でディスク装置を使用できる時間が保証されているか
ら、シーケンシャルアクセス性能の最低値保証が可能と
なる。また、ランダムアクセスの入出力でディスク装置
を使用できる時間が保証されているから、ランダムアク
セス性能の最低保証が可能となる。

【００２５】また、シーケンシャルアクセス要求のみの
場合は、シーケンシャルアクセスの入出力のみでディス
ク装置を連続して使用できるから、シーケンシャルアク
セスの最大性能を保証できる。更に、ランダムアクセス
要求のみの場合は、ランダムアクセスの入出力要求のみ
でディスク装置を連続して使用できるから、ランダムア
クセスの最大性能を保証できる。

【００２６】入出力スケジュール機構２０は、性能要件
が同一となる複数の論理ボリュームを１つの入出力グル
ープに対応させ、性能要件が異なる論理ボリューム群間
でディスク装置１６のタイムシェアリングを行う。この
ため、ある論理ボリュームへのアクセスの入出力でディ
スク装置を使用できる時間が保証されているから、他の
論理ボリュームに対する入出力要求がどれだけ多く発生
しようとも、当該論理ボリューム毎の入出力性能の最低
値保証が可能となる。

【００２７】また、ある論理ボリュームへの入出力要求
のみの場合は、そのボリュームの入出力要求のみでディ
スク装置を連続して使用できるから、当該ボリュームへ
の入出力の最大性能を保証できる。

【００２８】ディスク・タイムシェアリング装置の入出
力スケジュール機構２０は、コピー及びバックアップ処
理の入出力を１つの入出力グループに対応させ、コピー
及びバックアップ処理とその他の処理の間でディスク装
置１６のタイムシェアリングを行う。これによりコピー
／バックアップ処理が同一ディスク装置上で、何多重で
動作しようとも、通常処理の入出力で使用できるディス
ク使用時間が保証されているから通常処理（コピー／バ
ックアップ以外の処理）の入出力性能の最低値保証が可
能となる。

【００２９】また、コピー／バックアップ処理で使用で
きるディスク装置の使用時間が保証されているから、コ
ピー／バックアップ処理全体のアクセス性能の最低保証
が可能となる。

【００３０】またコピー／バックアップ処理の入出力の
みの場合は、コピー／バックアップ処理の入出力のみで
ディスク装置を連続して使用できるから、コピー／バッ
クアップ入出力の最大性能を保証できる。

【００３１】ここでディスク装置１６は、複数のディス
クドライブ２４を備え、１つのディスクドライブ２４が
故障しても他のディスクドライブ２４からデータを復元
して再構築可能なＲＡＩＤ構成とした場合、入出力スケ
ジュール機構２０は、ＲＡＩＤ構成をとるディスク装置
１６の再構築処理（リ・ビルディング処理）の入出力を
１つの入出力グループに対応させ、再構築処理とその他
の処理の間で前記ディスク装置１６のタイムシェアリン
グを行う。

【００３２】このため通常処理の入出力でディスクドラ
イブを使用できる時間が保証されているから、再構築動
作中の通常処理の入出力の性能を保証できる。また再構
築の入出力でディスクドライブを使用できる時間が保証
されているから、再構築完了までに要する時間を保証で
きる。

【００３３】更に、リビルディング動作を一定のインタ
ーバルで行う従来の装置に比較し、本発明のディスク・
タイムシェアリングでは、通常の入出力が実行されてい
ない場合に、リビルディング処理を実行できるから、通
常処理の入出力性能を保証した上で、リビルディング完
了までに要する時間を短縮できる。

【００３４】またディスク装置１６が、シンプルタスク
（第１タスク）の指定でポジショニング時間を最小とす
るように複数の入出力をスケジューリングし、オーダー
ドタスク（第２タスク）の指定で受付け中の入出力を完
了させた後に第２タクス指定の入出力をスケジューリン
グするオーダード・タスク機能を備えた場合、入出力ス
ケジュール機構２０は、ディスク装置１６のタイムシェ
アリングを行う際に、シンプルタスクの指定とオーダー
ドタスクの指定を分けてスケジューリングする。

【００３５】即ち、入出力スケジュール機構２０は、複
数の入出力グループ間でディスク装置１６を順番に使用
するタイムシェアリングを行う際に、入出力グループを
切替えた直後の最初の入出力はオーダードタスクを指定
して切替前のグループの入出力を完了させた後に切替後
のグループの入出力をスケジューリングし、次にグルー
プを切替えるまでの入出力はシンプルタスクで指定して
ポジショニング時間を最小とするように複数の入出力を
スケジューリングする。このため、１つのクォンタム内
で、ある入出力グループの入出力に対しディスク装置１
６を連続して使用することができる。

【００３６】入出力スケジュール機構２０は、クォンタ
ム切替時に未処理入出力の処理時間を予測して次のクォ
ンタム開始時刻Ｔ0 を算出（予測）し、入出力要求の受
付け又は入出力要求の完了応答毎に、その時の未処理入
出力の処理時間とクォンタム開始時刻Ｔ0 に基づいて残
り時間Ｔr を予測し、残り時間があると判断した場合
（Ｔr ＞０）は、現クォンタムの入出力要求をディスク
装置に投入し、残り時間がないと判断した場合（Ｔr ≦
０）は次のクォンタムに切替える。

【００３７】リ・オーダリングの恩恵を受けるためには
ディスク入出力スケジュール機構２０において、できる
だけ多くの入出力をディスク装置１６に依頼する環境を
作る必要がある。このためにシンプルタスクを使う場
合、ディスク装置に対して複数の入出力要求を依頼する
ことになる。本発明のディスクタイムシェリングは、デ
ィスク装置での入出力処理時間の時分割制御を目的とし
ているので、ディスク装置へ入出力要求を依頼する際に
は、依頼された複数の要求をディスク装置で処理するの
に必要な時間を予測し、次のクォンタムに切替えた後に
切替え後のクォンタム種別の入出力をディスク装置に投
入するか否か判断する必要がある。

【００３８】このため、クォンタム切替え時に現在ディ
スクドライブに依頼している要求が次のクォンタム内で
完了して新たな入出力要求が投入できるか否かを判断す
るため残り時間Ｔr を次式で算出する。 残り時間Ｔr ＝クォンタム開始時刻Ｔ0 ＋クォンタム割
当時間τ−未処理Ｉ／Ｏ処理時間−現在時刻 クォンタム開始時刻Ｔ0 ＝クォンタム切替時刻＋未処理
Ｉ／Ｏ処理時間 未処理Ｉ／Ｏ処理時間＝未処理Ｉ／Ｏ数×Ｉ／Ｏ平均処
理時間 入出力スケジュール機構２０は、１つの入出力グループ
からの入出力に対しディスク装置を連続して使用する場
合、割当て時間をリセットした直後の最初の入出力はオ
ーダードタスクを指定してリセット前の入出力を完了さ
せた後にリセット後の入出力をスケジューリングし、次
にリセットするまでの入出力はシンプルタスクで指定し
てポジショニング時間を最小とするように複数の入出力
をスケジューリングする。

【００３９】このように１つの入出力グループのクォン
タムが連続する場合にも、クォンタム開始時刻を現在時
刻に設定し直すためにクォンタムをリセットした後のデ
ィスク装置１６に対する最初の入出力をオーダードタス
クで依頼することにより、ディスク装置１６をリオーダ
リングすることにより生じる弊害である応答時間の延長
を防止できる。

【００４０】本発明は、１又は複数のディスクドライブ
２４を備えたディスク装置１６と、ディスク装置１６に
入出力要求を発行する入出力要求部１８と、入出力要求
に基づいてディスク装置１６の使用をスケジューリング
する入出力スケジュール機構２０とを備えたディスク・
タイムシェアリング方法を提供する。

【００４１】このディスク・タイムシアリング方法は、
ディスク装置への入出力元をグループ化した入出力グル
ープを形成すると共に各入出力グループがディスク装置
を使用する時間の比率を定義し；定義された時間比率に
基づき各入出力グループが連続してディスク装置１６を
使用できるクォンタムτｉ（割当時間）を決定し；複数
の入出力グループからディスク装置１６に入出力の依頼
を受け付けている場合、競合した入出力グループ間でク
ォンタムτｉを順番に切り替えてディスク装置１６を使
用するタイムシェアリングを行う；ことを特徴とする。

【００４２】このディスク・タイムシェアリング方法の
詳細も、装置構成と基本的に同じになる。

【００４３】

【発明の実施の形態】図２は、本発明が適用されるスト
レージシステムのブロック図である。図２において、ス
トレージシステムは、デバイス制御装置１２、アレイデ
ィスク装置１４、及びディスク装置１６で構成される。
デバイス制御装置１２に対しては、ホスト１０−１〜１
０−ｎが接続されており、ホスト１０−１〜１０−ｎの
アプリケーションにより入出力要求をデバイス制御装置
１２に対し行っている。

【００４４】アレイディスク装置１４は、デバイス制御
装置１２からの入出力要求を受けつけ、ディスク装置１
６に対し受けつけた入出力要求を発行する。本発明のデ
ィスク・タイムシェアリング装置は、アレイディスク装
置１４に設けた入出力要求部１８及びディスク入出力ス
ケジュール機構２０と、ディスク装置１６に設けたディ
スク入出力処理部２２及びディスクドライブ２４−１〜
２４−ｎで構成される。

【００４５】またディスク装置１６に設けている複数の
ディスクドライブ２４−１〜２４−ｎがＲＡＩＤ構成を
とる場合には、アレイディスク装置１４にはＲＡＩＤ制
御機構がさらに設けられることになる。

【００４６】図３は、図２のストレージシステムに適用
された本発明のタイムシェアリング装置の基本的な実施
形態のブロック図であり、ＲＡＩＤ構成のディスク装置
を例にとっている。

【００４７】図３において、アレイディスク装置１４
は、入出力要求部１８、ＲＡＩＤ制御部２６、ディスク
入出力スケジュール機構２０を備える。またディスク装
置１６にはディスク入出力処理部２２が設けられ、この
ディスク入出力処理２２に対し、例えばＲＡＩＤ１の構
成（ミラーディスク構成）をとる２台のディスクドライ
ブ２４−１，２４−２が接続されている。

【００４８】このような本発明のディスク・タイムシェ
アリング装置は、入出力要求部１８からのディスク装置
１６への入出力要求をグループ化して入出力グループを
形成すると共に、各入出力グループがディスク装置１６
を使用する時間の比率を定義し、定義された時間比率に
基づき各入出力グループが連続してディスク装置を使用
できるクォンタム（割当時間）を決定し、複数の入出力
グループから依頼を受けつけている場合に競合した入出
力グループ間でクォンタムを順番に切り替えてディスク
装置１６を使用するようにスケジューリングする処理を
行う。

【００４９】またひとつの入出力グループからのみ入出
力の依頼のある場合は、ひとつの入出力グループからの
入出力に対しディスク装置１６を連続して使用可能とす
るスケジューリングを行う。

【００５０】このような本発明のディスク・タイムシェ
アリング処理を実現する図３の各部の構成及び機能を更
に詳細に説明すると次のようになる。入出力要求部１８
は、例えば図２に示した上位のデバイス制御装置１２か
らのコマンドに基づきディスク装置１６に対する入出力
要求をＲＡＩＤ制御部２６を介してディスク入出力スケ
ジュール機構２０に発行する。ＲＡＩＤ制御部は、依頼
された論理入出力要求を物理入出力要求に変換する処理
を主に行う。

【００５１】ディスク入出力スケジュール機構２０に
は、ディスク・タイムシェアリング制御情報３０−１，
３０−２、入出力スケジュール部３２、入出力要求受付
部３４、及び入出力完了処理部３６が設けられる。ディ
スク・タイムシェアリング制御情報３０−１，３０−２
は、ディスク装置１６に設けているディスクドライブ２
４−１，２４−２単位に設けられる。

【００５２】入出力スケジュール部３２は、ディスクド
ライブ２４−１，２４−２単位に設けられたディスク・
タイムシェアリング制御情報３０−１，３０−２を参照
及び更新してディスク・タイムシェアリングを行う。

【００５３】ここでディスク・タイムシェアリング制御
情報３０−１について説明すると、この実施形態にあっ
ては入出力グループをＧ１，Ｇ２，Ｇ３の３つに分けて
定義した場合を例にとっており、入出力グループＧ１〜
Ｇ３に対応してスケジュール待ちグループキュー３８−
１〜３８−３が設けられる。このスケジュール待ちグル
ープキュー３８−１〜３８−３には、入出力要求受付部
３４で受けつけた入出力要求がキューを構成するＦＩＦ
Ｏに格納することで並ぶ。

【００５４】また入出力グループＧ１〜Ｇ３に対応して
完了待ちグループキュー４０−１，４０−２，４０−３
が設けられる。完了待ちグループキュー４０−１〜４０
−３には、ディスク装置１６への入出力依頼が完了し、
ディスク装置１６から入出力完了応答を受けていない入
出力要求がキューを構成するＦＩＦＯに格納することで
並んでいる。

【００５５】更に入出力グループＧ１〜Ｇ３に対応して
グループ用クォンタム４２−１，４２−２，４２−３が
設けられる。このグループ用クォンタム４２−１〜４２
−３には、入出力グループＧ１〜Ｇ３がディスク装置１
６を使用する時間の比率α１，α２，α３を予め定義
し、この定義された比率α１，α２，α３に基づき、そ
れぞれの入出力グループＧ１〜Ｇ３が連続してディスク
装置を使用できる割当時間となるクォンタムτ１，τ
２，τ３を決定して格納している。

【００５６】例えば１回のタイムシェアリングを行なう
タイムシェアリング周期をＴｃとすると、入出力グルー
プＧ１〜Ｇ３のクォンタムτ１〜τ３は次式で定義され
る。

【００５７】τ１＝α１・Ｔｃ τ２＝α２・Ｔｃ τ３＝α３・Ｔｃ このような入出力グループＧ１〜Ｇ３のディスク装置１
６の使用を決めるクォンタムτ１〜τ３の適正値は次の
ようにして決める。まずクォンタムは値を小さくしすぎ
るとディスク装置１６の入出力処理時間に近くなり、ポ
ジショニング時間を最小とするように入出力を選択する
リ・オーダリングの効果が小さくなり、全体の入出力性
能が低下する。

【００５８】逆にクォンタムの値が大きすぎると、他の
入出力グループに切り替えるクォンタムの待ち時間が延
びることにより、平均入出力処理時間及び最大入出力処
理時間が延びることになる。例えばクォンタムτ１とク
ォンタムτ２をそれぞれ１時間に設定すると、クォンタ
ムτ１の処理中はクォンタムτ２の入出力を実行できな
いため、クォンタムτ２の入出力はクォンタムτ１の終
了を１時間待つことになる。

【００５９】本願発明者の実験によれば、入出力の平均
処理時間が数ｍｓ〜２０ｍｓのディスク装置１６の場
合、クォンタムの値としては数十ｍｓ〜数百ｍｓが望ま
しい。

【００６０】ここでディスク入出力スケジュール機構２
０でグループ化する入出力としては、例えば次のグルー
プ化がある。

【００６１】（１）シーケンシャルアクセスとランダム
アクセスによるグループ化（２） 論理ボリュームによるグループ化（３） コピー／バックアップ処理と通常処理のグループ
化（４） ＲＡＩＤのリ・ビルディング処理と通常処理のグ
ループ化 これら４種類の入出力のグループ化に基づく本発明のデ
ィスク・タイムシェアリング処理は、後の説明でそれぞ
れについて詳細に説明する。

【００６２】更にディスク・タイムシェアリング制御情
報３０−１には、現クォンタム種別４４、現クォンタム
開始時刻４６、更に次入出力タスク種別４８が設けられ
る。この現クォンタム種別４４は、ディスク装置１６の
ディスクドライブ２４−１，２４−２毎に設けられ、現
在、ディスクドライブ２４−１，２４−２を使用してい
る入出力グループの識別子が設定される。

【００６３】現クォンタム開始時刻４６は、ディスク装
置１６のディスクドライブ２４−１，２４−２毎に設け
られ、現在クォンタム種別４４に設定されている現在の
クォンタムが開始した時刻Ｔ0 が設定される。更に次入
出力タスク種別４８は、ディスク装置１６のディスクド
ライブ２４−１，２４−２毎に設けられ、次のディスク
ドライブに対する入出力依頼をシンプル・タスクとする
かオーダード・タスクとするかが設定される。この次入
出力タスク種別４８に設定されるシンプル・タスク又は
オーダード・タスクは、ディスク装置１６におけるリ・
オーダリング機能の効果を十分に生かすために行う。

【００６４】ここでディスク装置１６のリ・オーダリン
グ機能は、ディスクドライブ２４−１又は２４−２のそ
れぞれについて、実行待ちの入出力の中からシーク時間
と回転時間の和で与えられるポジショニング時間を最小
とする入出力を次に実行する入出力として選ぶ機能であ
る。

【００６５】このようなリ・オーダリング機能を備えた
ディスク装置に入出力を依頼する場合、シンプル・タス
クを指定するとリ・オーダリングの対象としてよいこと
をディスクドライブに通知することになる。このシンプ
ル・タスクを指定した入出力を受けつけたディスクドラ
イブは、ポジショニング時間を最小とするような順番で
入出力をスケジュールする。

【００６６】しかしながらリ・オーダリング機能は常に
ポジショニング時間が最小となる入出力を選択するた
め、ある入出力が長い間待ちのままスケジュールされな
い現象が発生する。この現象を解消するためディスクド
ライブはシンプル・タスクの他にオーダード・タスクの
機能を備えている。オーダード・タスクを指定して入出
力を依頼すると、ディスクドライブはそれまで受け継い
でいた未だ完了していない入出力を全て完了させた後
に、オーダード・タスクの入出力をスケジュールする。
このためシンプル・タスクの間にオーダード・タスクを
混ぜることで、入出力の最大応答時間の延長を押さえる
ことが可能となる。

【００６７】本発明のディスク・タイムシェアリング処
理にあっては、クォンタムを切り替えた後の最初の入出
力は、オーダード・タスクを指定してディスク装置１６
に依頼し、クォンタム切り替え前の未だ完了していない
入出力を完了させた後に次のクォンタムの入出力を実行
する。このためクォンタムに切り替えた後の２つ目以降
の入出力についてはシンプル・タスクを指定する。

【００６８】またひとつの入出力グループからの入出力
しかない場合には、その入出力グループのスケジュール
を連続するためにクォンタムをリセットしながら繰り返
すことになる。この場合にあってはクォンタムをリセッ
トした直後の最初の入出力はオーダード・タスクで依頼
し、前のクォンタムで完了してない入出力を総て完了し
た後にリセット後のクォンタムの入出力をスケジュール
する。

【００６９】これによって複数の入出力グループの入出
力が競合する場合、及びひとつの入出力グループのみの
入出力のみを連続させる場合の最大応答時間の延長を防
止することができる。

【００７０】図４は、図３のディスク入出力スケジュー
ル機構２０に設けている入出力スケジュール部３２によ
るディスク・タイムシェアリングのスケジュールの一例
である。

【００７１】図４において、入出力グループＧ１〜Ｇ３
について、ディスク・タイムシェアリング制御情報３０
−１のスケジュール待ちグループキュー３８−１〜３８
−３に入出力要求が格納されている競合状態にあって
は、入出力グループＧ１〜Ｇ３毎に決定されたクォンタ
ム持ち時間τ１，τ２，τ３に従って、グループＧ１〜
Ｇ３の順に各入出力をスケジューリングしてディスク装
置１６に入出力を依頼する。

【００７２】例えば時刻ｔ０からのクォンタム持ち時間
τ１の間は、入出力グループＧ１の２つの入出力がスケ
ジュールされる。クォンタム切替えは、入出力完了時点
の時刻が現クォンタム切替え時刻を越えた時点で、次の
入出力グループのクォンタムに切替える。この切替えは
次式で判断する。 （現在クォンタムの入出力開始時刻）＜ （現クォンタム開始時刻＋クォンタム） （１） 即ち、（１）式を満たせば、現クォンタム種別に対応す
る入出力グループＧ１の入出力をディスク装置に依頼
し、満たさない場合は、次の入出力グループＧ２のクォ
ンタムに切替える。

【００７３】次の入出力グループＧ２のクォンタム持ち
時間τ２の間には、例えば６つの入出力がスケジュール
されている。更に時刻ｔ２でクォンタム持ち時間τ２が
経過すると、入出力グループＧ３のクォンタム持ち時間
τ３への切り替えが行われ、例えば入出力グループＧ３
の３つの入出力がスケジュールされる。以下同様にクォ
ンタム持ち時間τ１，τ２，τ３を切り替えて、それぞ
れの入出力グループの入出力をスケジュールする。

【００７４】図５は、特定の入出力グループの入出力の
みが連続した場合のタイムシェアリング処理の一例であ
る。図５において、時刻ｔ０で入出力グループＧ１のみ
の入出力が図３のスケジュール待ちグループキュー３８
−１に並んでおり、残りの入出力グループＧ２，Ｇ３の
スケジュール待ちキュー３８−２，３８−３は空であっ
たとする。

【００７５】この場合には時刻ｔ０からの入出力グルー
プＧ１のクォンタム持ち時間τ１で入出力グループＧ１
の２つの入出力をスケジュールした後、時刻ｔ１でクォ
ンタム持ち時間τ１をリセットすることで次の同じ入出
力グループＧ１のクォンタム持ち時間τ１をリ・スター
トさせ、例えば３つの入出力をスケジュールする。

【００７６】このようにひとつの入出力グループの入出
力のみ待ち状態にある時は、そのクォンタムをリセット
することで連続してひとつの入出力グループの入出力を
スケジュールする。

【００７７】更に図５にあっては、時刻ｔ２で３つの入
出力グループＧ１〜Ｇ３の入出力が競合状態となること
で、次のクォンタム持ち時間τ２への切り替えが行われ
る。しかしながら、クォンタム持ち時間τ２において入
出力グループＧ２の入出力が３つしかなく、クォンタム
持ち時間τ２の途中の時刻ｔ３で３つの入出力要求が途
絶えている。

【００７８】この場合には、例えば入出力グループＧ３
に待ち状態の入出力要求があることから、時刻ｔ３でク
ォンタム持ち時間τ３に切り替え、入出力グループＧ３
の例えば３つの入出力をスケジュールする。

【００７９】この図４及び図５に示したディスク・タイ
ムシェアリングのスケジュールにおいて、ディスクドラ
イブに対する入出力の依頼は、クォンタムを切り替えた
直後の入出力はオーダード・タスクで依頼し、２回目以
降の次のクォンタム切替えまでの入出力はシンプル・タ
スクで依頼する。

【００８０】このようにディスクドライブ２４−１，２
４−２のリ・オーダリング機能を生かすためには、クォ
ンタムを切り替えた際に現在ディスクトドライブ２４−
１，２４−２に依頼している入出力要求が全て完了する
までの時間を予測し、この予測時間が切り替え後のクォ
ンタム以内であれば、切り替え後にクォンタムの入出力
を依頼し、予測時間が切り替え後のクォンタムを越えて
いた場合には、切り替え後の入出力を依頼せずに次のク
ォンタムへの切り替えを待つようにする。

【００８１】これはディスク装置１６のリ・オーダリン
グの恩恵を受けるためにはディスク入出力スケジュール
機構２０において、できるだけ多くの入出力をディスク
装置１６に依頼する環境を作るためである。

【００８２】シンプルタスクを使う場合、ディスク装置
に対して複数の入出力要求を依頼することになる。本発
明のディスクタイムシェリングは、ディスク装置での入
出力処理時間の時分割制御を目的としているので、ディ
スク装置へ入出力要求を依頼する際には、依頼された複
数の要求をディスク装置で処理するのに必要な時間を予
測し、次のクォンタムに切替えた後に切替え後のクォン
タム種別の入出力をディスク装置に投入するか否か判断
する必要がある。

【００８３】このため、クォンタム切替え時に現在ディ
スクドライブに依頼している要求が次のクォンタム内で
完了して新たな入出力要求が投入できるか否かを判断す
るため残り時間Ｔr を次式で算出する。 Ｔr ＝Ｔ0 ＋τ−Ｔw −Ｔnow （２） 但し、Ｔ0 はクォンタム開始時刻（予測値） τはクォンタム割当時間 Ｔw は未処理Ｉ／Ｏ処理時間（予測値） Ｔnow は現在時刻 Ｔ0 ＝Ｔs ＋Ｔw （３） 但し、Ｔs は切替え前のクォンタム開始時刻 Ｔw ＝Ｎ×Ｔａ （４） 但し、Ｎは未処理のＩ／Ｏ数 Ｔa はアクセス種別毎によるＩ／Ｏの平均処理時間 ここで未処理Ｉ／０とは、ディスク装置に入出力要求を
投入して完了応答が返っていなものをいう。この未処理
Ｉ／Ｏには、本発明の実施形態の場合、前未処理Ｉ／
Ｏ、前々未処理Ｉ／Ｏおよび全未処理Ｉ／Ｏがあり、そ
れぞれ直前のクォンタムの未処理Ｉ／Ｏ、２つ前のクォ
ンタムの未処理Ｉ／Ｏ、および全てのクォンタムを通じ
た未処理Ｉ／Ｏを意味する。

【００８４】またクォンタム開始時刻Ｔ0 も予測値であ
り、前クォンタムの残り時間予測により、現クォンタム
への切替えを判断した際に予測する。この時、ディスク
装置上で前クォンタムの未処理Ｉ／Ｏの処理が全て完了
するのに必要な時間Ｔｗを（４）式で予測し、ディスク
装置上での前クォンタムの終了時刻、即ち、現クォンタ
ムの開始時刻Ｔ0 を（３）式で予測する。

【００８５】（２）式の残り時間Ｔｒは、ディスク入出
力スケジュール機構が新たな入出力を受け付けた場合、
またはディスク装置から入出力の完了応答を受けた場合
に算出され、残り時間Ｔr が Ｔr ＞０ あれば、残り時間ありと判断し、現クォンタムの入出力
をディスク装置に投入する。また Ｔr ≦０ であれば、残り時間なしと判断し、クォンタムを切替え
る。

【００８６】ここで前記（２）式の残り時間Ｔr の算出
に使用するディスクドライブの平均入出力処理時間Ｔa
の算出方法は、例えば直前のｎ個の入出力処理時間の平
均値とする。この場合ｎは例えばｎ＝１０の有限値であ
ってもよし、例えばｎ＝∞つまりシステム始動時からの
総ての入出力についてでもよい。

【００８７】更に入出力処理時間の平均値の算出につい
ては、入出力グループ毎に平均値を算出する方法と、全
ての入出力グループの平均値を算出する方法のいずれか
とすることができる。

【００８８】一方、大量データをアクセスする場合、ポ
ジショニング時間がデータ転送時間に比較して短いた
め、アクセスするデータ量とディスクドライブの転送能
力から平均入出力処理時間Ｔa を予測する。この場合、
ポジショニング時間はリ・オーダリング機能の恩恵をど
の程度受けられるか、即ちその時のディスクドライブで
のリ・オーダリング対象の入出力の数、個々の入出力要
求のアドレスの分散具合などによって違ってくるが、大
量データアクセスの場合、処理時間に占めるポジショニ
ング時間の割合が小さいため、この場合には処理時間を （平均ポジショニング時間）＋（データ転送時間） と予測する。

【００８９】例えば転送速度が２０ＭＢ／ｓ、平均回転
待ち時間が３ｍｓ、平均シーク時間が５ｍｓのディスク
ドライブで１ＭＢのデータをアクセスする場合、平均ポ
ジショニング時間が８ｍｓに対し、転送時間は５２ｍｓ
なので、処理時間は両者を加えた６０ｍｓとする。

【００９０】図６は、クォンタム切替え時の残り時間予
測の例であり、シーケンシャル・クォンタムとランダム
・クォンタムを交互に繰り返す場合について、図６
（Ａ）〜（Ｊ）と時間が経過する場合の例である。

【００９１】図６（Ａ）（Ｂ）は、ランダム・クォンタ
ムからシーケンシャル・クォンタムへの切替え時に、次
のクォンタム開始時刻Ｔ0 を予測する例である。ランダ
ム・クォンタムに切替っている現在時刻Ｔnow で、ラン
ダム・クォンタムの残り時間不足になったとする。この
とき、前クォンタムのシーケンシャルＩ／Ｏが１要求、
現クォンタムのランダムＩ／Ｏが３要求の完了応答が返
ってきておらず、ディスク装置で処理中である。

【００９２】この場合、図６（Ｂ）のように、ディスク
装置に投入している処理中Ｉ／Ｏが全て完了するまでの
時間Ｔw1を（４）式で予測し、（２）式より次のシーケ
ンシャル・クォンタムの開始時刻Ｔ0 を決定する。また
クォンタムをシーケンシャル・クォンタムに切替える。

【００９３】図６（Ｃ）〜（Ｆ）は、残り時間予測で、
残り時間ありと判断する例である。図６（Ｂ）でシーケ
ンシャル・クォンタムに切替わった後、ディスク入出力
スケジュール機構がシーケンシャルＩ／Ｏを現在時刻Ｔ
now で１要求受け付けたとする。この時、ディスク装置
に依頼しているＩ／Ｏ要求で完了応答が返ってきていな
い未処理Ｉ／Ｏとして、ランダムＩ／Ｏの１要求があ
る。即ち、ディスク装置は、前クォンタムのランダムＩ
／Ｏの１要求を処理中である。

【００９４】この場合、図６（Ｅ）のように、ランダム
Ｉ／Ｏの１要求をディスク装置で完了するまでの時間Ｔ
w2を（４）式で予測し、図６（Ｂ）で求めたクォンタム
開始時刻Ｔ0 を使用して（２）式より残り時間Ｔr2を図
６（Ｆ）のように求める。この場合、Ｔr2＞０であるこ
とから、シーケシンャルＩ／Ｏをディスク装置に投入す
ることができる。

【００９５】図６（Ｇ）〜（Ｊ）は、残り時間予測で、
残り時間なしと判断する例である。さらに時間が進み、
図６（Ｇ）の現在時刻Ｔnow でディスク入出力スケジュ
ール機構がシーケンシャルＩ／Ｏを１要求受け付けたと
する。この時、ディスク装置に依頼しているＩ／Ｏ要求
で完了応答が返ってきていない未処理Ｉ／Ｏとして、の
シーケンシャルＩ／Ｏの１要求がある。即ち、ディスク
装置は、現クォンタムのシーケンシャルＩ／Ｏの１要求
を処理中である。

【００９６】この場合、図６（Ｉ）のように、シーケン
シャルＩ／Ｏの１要求をディスク装置で完了するまでの
時間Ｔw3を（４）式で予測し、図６（Ｂ）で求めたクォ
ンタム開始時刻Ｔ0 を使用して（２）式より残り時間Ｔ
r3を図６（Ｊ）のように求める。この場合、Ｔr3＜０で
あることから、残り時間なしと判断し、次のランダム・
クォンタムに切替える。

【００９７】図８は、図３のディスク入出力スケジュー
ル機構２０に設けた入出力スケジュール部３２による本
発明のディスクタイム・シェアリング制御処理のフロー
チャートである。

【００９８】この入出力スケジュール部３２によるディ
スクタイム・シェアリング制御処理は、入出力要求受付
部３４で入出力要求部１８より、ある入出力要求を受付
けた際の呼出し、或いは入出力完了処理部３６でディス
ク装置１６に依頼した入出力に対する完了報告があった
ときからの呼出しを受けて動作する。

【００９９】まず図４のスケジュールに示したように、
図３のディスク入出力スケジュール機構２０において、
競合した３つの入出力グループ間でクォンタムを順番に
切替えてディスクドライブ２４−１のタイムシェアリン
グを行なう場合を説明する。

【０１００】ステップＳ１で現クォンタム種別に設定さ
れているクォンタム識別子ｉ＝１に対応するスケジュー
ル待ちグループキュー３８−１を調べ、待ちの入出力の
有無を判定する。

【０１０１】スケジュール待ちグループキュー３８−１
に待ちの入出力があれば、ステップＳ２に進み、前々ク
ォンタムに未完了の入出力があるか否かチェックする。
いま、クォンタム識別子ｉ＝１が最初のスケジュールで
あるとすると、前々クォンタムに未完了入出力はないこ
とから、ステップＳ３に進み、残り時間Ｔr を（２）式
から予測する。

【０１０２】続いてステップＳ４で残り時間ＴｒがＴr
＞０か否かチェックし、この条件が成立する場合には残
り時間ありと判断してステップＳ８に進む。ステップＳ
４にあっては、現クォンタムのスケジュール待ちグルー
プキュー３８−１の先頭の入出力をディスク装置１６の
ディスク入出力処理部２２を介してディスクドライブ２
４−１に依頼し、次入出力タスク種別情報４８のタスク
をシンプルタクスに設定する。

【０１０３】続いてステップＳ１に戻り、現クォンタム
のスケジュール待ちグループキュー３８−１に待ちの入
出力があるか否かチェックし、待ちがあればステップＳ
２、Ｓ３，Ｓ８の処理を繰り返す。このような入出力グ
ループＧ１のクォンタム持ち時間τ１における入出力の
スケジュールによりステップＳ３でＴr ≦０となり、残
り時間無しが判断されるとステップＳ５に進み、他の入
出力グループＧ２，Ｇ３のスケジュール待ちグループキ
ュー３８−２，３８−３に待ちの入出力があるか否かチ
ェックする。

【０１０４】このとき次の入出力グループＧ２のスケジ
ュール待ちグループキュー３８−２に入出力の待ちがあ
るとステップＳ１０に進み、次の入出力グループＧ２の
クォンタム持ち時間τ２に切替え、次入出力タスク種別
情報４８について、次のタスクをオーダードに設定す
る。同時に、クォンタム現在時刻Ｔ0 を（３）式から予
測し、予測したＴ0 を現クォンタム開始時刻に設定す
る。

【０１０５】これにより最初の入出力グループＧ１のク
ォンタム持ち時間τ１から次の入出力グループＧ２のク
ォンタム持ち時間τ２への切替えが行われ、再びステッ
プＳ１に戻り、クォンタム切替えに伴う次の入出力グル
ープＧ２をステップＳ２，Ｓ３，Ｓ４，Ｓ８により処理
する。

【０１０６】この時、ステップＳ１０で次のタスクをオ
ーダードに設定しているため、クォンタム切替え後の最
初の入出力はオーダードの指定でディスクドライブ２４
−１に依頼される。依頼が済んだならば次入出力タスク
種別情報４８のタスクをシンプルに設定する。

【０１０７】次に図５に示したように１つの入出力グル
ープ、例えば入出力グループＧ１の入出力要求が連続し
た場合の処理を説明する。同じ入出力グループＧ１の入
出力要求の受付けが連続した場合には、ステップＳ１〜
Ｓ４の処理をクォンタムｔ１で繰り返して同じ入出力グ
ループの入出力要求をディスクドライブ２４−１に依頼
し、この間にステップＳ４で残り時間無しが判別される
とステップＳ５に進み、他の入出力グループのスケジュ
ール待ちグループキュー３８−２，３８−３に待ちの入
出力があるか否かチェックする。

【０１０８】この時、他の入出力グループＧ２，Ｇ３の
スケジュール待ちクループキュー３８−２，３８−３に
待ちの入出力がなく空であった場合には、ステップＳ９
に進み、現クォンタム持ち時間τ１をリセットし次のタ
スクをオーダードに設定し、同時に、クォンタム現在時
刻Ｔo を予測して現クォンタム開始時刻に設定し、ステ
ップＳ１に戻る。この場合、現クォンタム種別はそのま
まとする。

【０１０９】このため現クォンタム持ち時間τ１をリセ
ットした後の次のクォンタムも同じクォンタム持ち時間
τ１となり、入出力グループＧ１の入出力要求が続いて
いる場合には、同じクォンタムτ１が継続される。

【０１１０】一方、図５の時刻ｔ２以降に示すように時
刻ｔ０〜ｔ２の間に同一入出力グループＧ１の入出力要
求が連続してクォンタムτ１，τ２がリセットにより継
続し、時刻ｔ２までに残り２つの入出力グループＧ２，
Ｇ３の入出力要求が受付けられてスケジュール待ちグル
ープキュー３８−２，３８−３に格納されていると、次
の入出力グループＧ２のクォンタム持ち時間τ２への切
替えが行われる。

【０１１１】しかしながら、図５の時刻ｔ３のようにク
ォンタム持ち時間τ２の途中で入出力グループＧ２のス
ケジュール待ちグループキュー３８−２が空になってス
テップＳ１で待ちキュー無しが判別されると、ステップ
Ｓ６に進み、他のクォンタムについてスケジュール待ち
グループキュー３８−１，３８−３に待ちの入出力があ
るか否かチェックする。

【０１１２】この時、他のクォンタムに待ちの入出力が
あればステップＳ１０に進み、全てのクォンタムに未完
了の入出力があるか否かチェックし、無ければステップ
Ｓ１１に進み、次の入出力グループＧ３のクォンタム持
ち時間τ３に切替え、次タスクをオーダードに設定し、
更に、クォンタム開始時刻Ｔ0 を予測して設定し、ステ
ップＳ１に戻ることで切替え後の入出力グループＧ３の
最初の入出力要求をオーダードでディスクドライブ２４
−１にステップＳ１〜Ｓ４，Ｓ８の処理を通じて依頼す
ることになる。

【０１１３】図８は、シーケンシャルアクセスとランダ
ムアクセスについて入出力をグループ分けした場合の本
発明の実施形態のブロック図である。

【０１１４】図８において、アレイディスク装置１４及
びディスク装置１６に設けられた本発明のディスクシェ
アリング装置は、図３の実施形態と同様、入出力要求部
１８、ＲＡＩＤ制御部２６、ディスク入出力スケジュー
ル機構２０、ディスク入出力処理部２２及びディスクド
ライブ２４−１，２４−２で構成されている。

【０１１５】ここでディスク入出力スケジュール機構２
０で入出力をシーケンシャルアクセスの入出力グループ
とランダムアクセスの入出力グループにグループ分けす
るため、入出力要求部１８にシーケンシャルアクセス検
出機構５０を設けている。

【０１１６】この時、ＲＡＩＤ制御部２６に対する入出
力依頼インターフェースに、シーケンシャルアクセス検
出機構５０で検出したシーケンシャルアクセスの入出力
であることを通知するインターフェースを追加してい
る。

【０１１７】シーケンシャルアクセス検出機構５０は、
図２に示した上位のデバイス制御装置１２から発行され
た入出力コマンドに含まれるアドレスとデータ長から次
の入出力コマンドのアドレスを認識しており、次の入出
力コマンドのアドレスが予測したアドレスに一致した場
合には、シーケンシャルアクセスを検出し、シーケンシ
ャルアクセスを示すフラグなどの情報をインタフェース
によりＲＡＩＤ制御部２６を介してディスク入出力スケ
ジュール機構２０の入出力要求受付部３４に発行する。

【０１１８】このため入出力要求受付部３４にあって
は、入出力要求部１８から受付けた入出力要求につい
て、シーケンシャルアクセスかランダムアクセスかを認
識することができる。

【０１１９】ディスク入出力スケジュール機構２０のデ
ィスクタイムシェアリング制御情報３０−１，３０−２
は、ディスク装置１６のディスクドライブ２４−１，２
４−２に対応して設けられている。

【０１２０】例えばディスクドライブ２４−１に対応し
た図示のディスクタイムシェアリング制御情報３０−１
を例にとると、入出力グループをシーケンシャルアクセ
スとランダムアクセスのグループに分けていることか
ら、この２つのグループに対応してグループごとにスケ
ジュール待ちグループキュー３８−１，３８−２及び完
了待ちグループキュー４０−１，４０−２が設けられ
る。

【０１２１】更にシーケンシャルアクセスとランダムア
クセスに対応してグループ用クォンタム４２−１，４２
−２にそれぞれのクォンタム待ち時間τ１，τ２が設定
される。それぞれの現クォンタム種別情報４４、現クォ
ンタム開始時刻４６、次入出力タスク種別情報４８につ
いては、図３の実施形態と同様であり、それぞれディス
クドライブ２４−１，２４−２ごとに設定される。

【０１２２】このため図８の実施形態にあっては、入出
力要求部１８からディスク入出力スケジュール機構２０
に入出力を要求する際に、シーケンシャルアクセス検出
機構５０よりシーケンシャルアクセスと判断された入出
力は、ディスクタイムシェアリング制御情報３０−１，
３０−２におけるシーケンシャルアクセスグループのス
ケジュール待ちグループキュー３８−１に格納され、ま
たそれ以外の入出力はランダムアクセスグループと判断
されてそのスケジュール待ちグループキュー３８−２に
格納される。

【０１２３】このようにスケジュール待ちグループキュ
ー３８−１，３８−２に格納されたシーケンシャルアク
セスの入出力要求及びまたはランダムアクセスの入出力
要求は、それぞれについて決定したクォンタム持ち時間
τ１，τ２の比率に従ったスケジュールで順番に入出力
要求がディスク装置１６に送られて、タイムシェアリン
グな入出力が行なわれることになる。

【０１２４】このように同じディスクドライブに対し、
ランダムアクセスとシーケンシャルアクセスが混在する
場合、図７に示した本発明のディスクタイムシェアリン
グ制御処理により、ランダムアクセス性能とシーケンシ
ャルアクセス性能の各々について、最低値保証が可能と
なる。

【０１２５】図９は、同じ性能要求が論理ボリュームを
１つの入出力グループに対応させた本発明の実施形態の
ブロック図である。

【０１２６】図９において、本発明のディスクタイムシ
ェアリング装置は、図３の実施形態と同様、入出力要求
部１８，ＲＡＩＤ制御部２６、ディスク入出力スケジュ
ール機構２０、ディスク入出力処理部２２及びディスク
ドライブ２４−１，２４−２で構成され、図２のように
アレイディスク装置１４とディスク装置１６に組み込ま
れている。

【０１２７】ここで２台のディスクドライブ２４−１，
２４−２には、例えば４つの論理ボリューム７４−１〜
７４−４及び７６−１〜７６−４が配置されており、各
論理ボリューム７４−１〜７４−４，７６−１〜７６−
４はそれぞれ固有の性能要件として、例えばスループッ
トIOPSを割当てている。

【０１２８】例えば論理ボリューム７４−１，７４−２
は２５IOPSであり、論理ボリューム７４−３，７４−４
は５０IOPSとなっている。このようなディスクドライブ
２４−１の論理ボリューム７４−１〜７４−４は入出力
要求部１８に設けた論理ボリューム管理機構７０で管理
されており、本発明で性能要件が同一の論理ボリューム
を１つの入出力グループに対応させるため、論理ボリュ
ーム／グループ対応表７２を設けている。

【０１２９】この論理ボリューム／グループ対応表７２
は、例えばディスクドライブ２４−１ついては、スルー
プットが５０IOPSの論理ボリューム７４−１，７４−２
が入出力グループＧ１に対応づけられ、またスループッ
トが２５IOPSの論理ボリューム７４−３，７４−４が入
出力グループＧ２に対応づけられている。

【０１３０】この時、ＲＡＩＤ制御部２６に対する入出
力依頼インターフェースに、論理ボリューム管理機構に
よる論理ボリューム／グループ対応表７２の参照で認識
した論理グループの入出力であることを通知するインタ
ーフェースを追加している。

【０１３１】このため入出力要求部１８からＲＡＩＤ制
御部２６を介してディスク入出力スケジュール機構２０
に入出力要求を行なう場合、論理ボリューム管理機構７
０による論理ボリューム／グループ対応表７２の参照
で、入出力要求を行なう論理ボリュームが属するグルー
プを検索し、入出力グループを示す情報と共に、入出力
要求をディスク入出力スケジュール機構２０に対し行な
う。

【０１３２】このため、ディスク入出力スケジュール機
構２０の入出力要求受付部３４は入出力要求部１８より
入出力を受けると、これに付加されたグループ情報から
論理ボリューム７４−１，７４−２の入出力グループＧ
１か、論理ボリューム７４−３，７４−４の入出力グル
ープＧ２かを認識し、入出力グループＧ１にあってはデ
ィスクタイムシェアリング制御情報３０−１のスケジュ
ール待ちグループキュー３８−１に待ち行列として入出
力要求を格納し、入出力グループＧ２であれば、スケジ
ュール待ちグループキュー３８−２に受付けた入出力要
求を格納する。

【０１３３】また同一性能で分けた入出力グループＧ
１，Ｇ２に対応して各グループのクォンタム待ち時間τ
１，τ２がグループ用クォンタム４２−１，４２−２に
設定されている。更にディスクドライブ２４−１，２４
−２ごとに現クォンタム種別情報４４、現クォンタム開
始時刻４６、更に次入出力タスク種別情報４８が設定さ
れる。

【０１３４】このように入出力要求を同一性能の論理ボ
リュームごとにグループ分けした場合についても、ディ
スク入出力スケジュール機構２０に設けている入出力ス
ケジュール部３２によるディスクタイムシェアリング制
御は図７のフローチャートに従って行なわれる。

【０１３５】その結果、同じディスクドライブ２４−
１，２４−２の各々に異なる性能要件の論理ボリューム
が混在しても、各論理ボリュームごとの入出力性能の最
低値を保証することが可能となる。

【０１３６】図１０は、入出力要求をバックアップ処理
と通常処理の入出力グループにグループ分けしてディス
クタイムシェアリングを行なう本発明の実施形態のブロ
ック図である。

【０１３７】図１０において、アレイディスク装置１４
及びディスク装置１６に適用された本発明のディスクタ
イムシェアリング装置は、図３の実施形態と同様、入出
力要求部１８、ＲＡＩＤ制御部２６、ディスク入出力ス
ケジュール機構２０、ディスク入出力処理部２２で構成
される。

【０１３８】更にディスクドライブ２４−１，２４−２
はＲＡＩＤ１グループ８２を構成している。ここでＲＡ
ＩＤ１はディスクドライブ２４−１のデータをミラーデ
ィスクとしてのディスクドライブ２４−２にコピーした
ミラー構成をもつ。

【０１３９】入出力要求部１８にはバックアップ処理の
ためのリードをＲＡＩＤ制御部２６に依頼するバックア
ップ機構７８が設けられる。ここでディスク装置１６に
設けているＲＡＩＤ１グループ８２に対し、通常処理と
バックアップ処理のディスク資源の配分比率を α１：α２＝１０：１ に定義したと仮定する。

【０１４０】ＲＡＩＤ１グループ８２は、２台のディス
クドライブ２４−１，２４−２で構成されているため、
ディスク入出力スケジュール機構２０の中に各ディスク
ドライブ２４−１，２４−２に対応したディスクタイム
シェアリング制御情報３０−１，３０−２が設定され
る。

【０１４１】即ち、バックアップ処理の入出力グループ
に対応してスケジュール待ちグループキュー３８−１と
完了待ちグループキュー４０−１が設けられる。また通
常処理の入出力グループに対応してスケジュール待ちグ
ループキュー３８−２と完了待ちグループキュー４０−
２が設けられる。

【０１４２】またグループ用クォンタム４２−１，４２
−２には通常処理とバックアップ処理のディスク配分比
率α１：α２＝１０：１に基づき算出したクォンタム持
ち時間τ１，τ２が格納され、例えば通常入出力グルー
プについては、クォンタム待ち時間τ１＝２００ｍｓが
設定され、バックアップ入出力グループについてはクォ
ンタム待ち時間τ２＝２０ｍｓが設定される。

【０１４３】入出力要求部１８からの入出力要求は、Ｒ
ＡＩＤ制御部２６で依頼された論理入出力を物理入出力
に変換する。この時、ＲＡＩＤ制御部２６に対する入出
力依頼インターフェースにバックアップ機構７８からの
入出力の場合はバックアップ入出力であることを通知す
るインターフェースを追加している。

【０１４４】ＲＡＩＤ制御部２６は、ディスク入出力ス
ケジュール機構２０への入出力依頼時に、通常の入出力
かバックアップの入出力かを伝える。このためディスク
入出力スケジュール機構２０の入出力要求受付部３４に
あっては、ＲＡＩＤ制御部２６からの入出力要求を受付
けて、バックアップ入出力か通常の入出力かを認識で
き、通常の入出力要求の受付けであれば、通常入出力グ
ループのスケジュール待ちグループキュー３８−１に格
納し、バックアップ入出力であればバックアップ入出力
グループのスケジュール待ちグループキュー３８−２に
格納する。

【０１４５】そして入出力スケジュール部３２は、図７
のフローチャートに従ったディスクタイムシェアリング
処理により、通常の入出力のグループとバックアップ入
出力のグループに分けてディスクタイムシェアリングを
行なう。

【０１４６】ここでＲＡＩＤ１グループ８２のディスク
ドライブ２４−１，２４−２が、例えば４つの論理ボリ
ュームから構成されている場合、１つの論理ボリューム
をバックアップする場合でも、同時に４つの論理ボリュ
ームをバックアップする場合でも、ディスクドライブ２
４−１，２４−２における資源使用時間は変わらない。

【０１４７】即ち、クォンタム持ち時間をτ１＝２００
ｍｓ、τ２＝２０ｍｓとした場合、バックアップ処理に
２０ｍｓを使用して２００ｍｓ待つことを繰り返す。こ
のため、通常処理への影響はバックアップの多重度によ
らず保証する事ができる。

【０１４８】勿論、ディスクドライブ２４−１の１つの
論理ボリュームをディスクドライブ２４−２にバックア
ップする場合は、４つの論理ボリュームを同時にバック
アップする場合の４分の１の時間で完了することは勿論
である。

【０１４９】図１１は、ディスク装置をＲＡＩＤ構成と
した場合のリビルディング処理と通常処理の入出力グル
ープに分けた場合の本発明の実施形態のブロック図であ
る。即ち、ＲＡＩＤ構成のディスク装置における入出力
を１つの入出力グループに対応させることにより、リビ
ルディング処理とその他の処理の間でディスク装置のタ
イムシェアリングを行なう。

【０１５０】図１１において、アレイディスク装置１４
とディスク装置１６に設けられた本発明のディスクタイ
ムシェアリング装置は、図２の実施形態と同様、入出力
要求部１８，ＲＡＩＤ制御部２６、ディスク入出力スケ
ジュール機構２０、ディスク入出力処理部２２を持ち、
ディスクドライブ２４−１，２４−２によりミラー構成
をとるＲＡＩＤ１グループ８２を構成している。

【０１５１】このＲＡＩＤ１グループ８２を構成するデ
ィスクドライブ２４−１，２４−２において、いずれか
のディスクドライブ、例えばディスクドライブ２４−２
が故障した場合には、故障したディスクドライブ２４−
２を正常な装置に交換した後、ディスクドライブ２４−
１のデータをディスクドライブ２４−２にコピーするリ
ビルディング処理を行なう必要がある。

【０１５２】このため入出力要求部１８にはリビルディ
ング機構８４が設けられ、リビルディング処理の際に
は、ＲＡＩＤ制御部２６に対する入出力要求につき、リ
ビルディング処理であることを示すインターフェースを
追加している。またＲＡＩＤ制御部２６はディスク入出
力スケジュール機構２０に入出力を依頼する際に、リビ
ルディング入出力の通知を行なう。

【０１５３】ディスク入出力スケジュール機構２０に
は、ＲＡＩＤ１グループ８２の２台のディスクドライブ
２４−１，２４−２に対応して、ディスクタイムシェア
リング制御情報３０−１，３０−２が設けられている。
例えばディスクドライブ２４−１に対応したディスクタ
イムシェアリング制御情報３０−１を例にとると、通常
の入出力のグループに対応してスケジュール待ちグルー
プキュー３８−１と完了待ちグループキュー４０−１が
設けられ、またリビルディング処理の入出力グループに
対応してスケジュール待ちグループキュー３８−２と完
了待ちグループキュー４０−２が設けられている。

【０１５４】更にグループ用クォンタム４２−１，４２
−２には、通常処理とリビルディング処理の際のディス
ク資源配分の比率α１，α２に基づくそれぞれのクォン
タム持ち時間τ１，τ２が設定されている。更に現クォ
ンタム種別情報４４、現クォンタム開始時刻４６、更に
次入出力タスク種別情報４８については、通常処理の入
出力グループとリビルディング処理の入出力グループご
とに設けられる。

【０１５５】このように通常処理の入出力グループとリ
ビルディング処理の入出力グループに分けた場合につい
ても、入出力スケジュール部３２によるディスクタイム
シェアリング制御処理は図７のフローチャートに従って
行なわれる。

【０１５６】このため図１０の実施形態にあっては、Ｒ
ＡＩＤ構成のディスク装置のリビルディング処理におい
て、通常処理の入出力性能への影響を押さえ、且つリビ
ルディングを完了するまでに要する時間を保証した上
で、リビルディング完了までの時間を可能な限り短縮す
る事ができる。

【０１５７】図１２は、本発明のディスクタイムシェア
リング装置が適用されるストレージシステムの他の環境
を示したブロック図である。

【０１５８】図１２のストレージシステムにあっては、
サーバＯＳ８６に対するストレージシステムとして、ア
レイディスク装置１４及びディスク装置１６が設けられ
ている。この場合、本発明のディスクタイムシェアリン
グ装置は、サーバＯＳ８６に設けた入出力要求部１８、
アレイディスク装置１４に設けたディスク入出力スケジ
ュール機構２０、更にディスク装置１６に設けたディス
ク入出力処理部２２とディスクドライブ２４−１〜２４
−ｎで構成される。

【０１５９】このような入出力要求部１８、ディスク入
出力スケジュール機構２０、ディスク入出力処理部２２
及びディスクドライブ２４−１〜２４−ｎで構成される
本発明のディスクタイムシェアリング装置は、図３に示
した基本構成を持ち、具体的には図９〜図１２のような
入出力グループに分けてディスク装置の資源を使用する
ディスクタイムシェアリングを行なうことになる。

【０１６０】図１３は、本発明のディスクタイムシェア
リング装置が適用されるストレージシステムの他の例で
あり、サーバＯＳ８６にディスク装置１６を接続してい
る。この場合、サーバＯＳ８６には入出力要求部１８と
ディスク入出力スケジュール機構２０が設けられ、ディ
スク装置１６には、ディスク入出力処理部２２とディス
クドライブ２４−１〜２４−ｎが設けられる。

【０１６１】勿論、本発明のディスクタイムシェアリン
グ装置が適用されるストレージシステムの動作環境は、
図１２及び図１３に限定されず、適宜の上位装置、中間
的な制御装置、更に物理デバイスのハードウエア構成を
含む。

【０１６２】図１４は本発明のディスクタイムシェアリ
ング装置について、図１０の実施形態に従い、データベ
ースに対するランダムアクセスのＯＬＴＰ業務と同時に
シーケンシャルアクセスであるバックアップのためのコ
ピー処理を実行した場合の計測結果である。

【０１６３】まずディスクタイムシェアリングを行なう
周期ＴｃをＴｃ＝２００μｓに設定しており、入出力グ
ループをグループＧ１，Ｇ２，Ｇ３の３つに分け、それ
ぞれのディスク資源割当の比率を α１：α２：α３＝９０：５：５ とし、入出力グループＧ１にランダムアクセスの入出力
を、入出力グループＧ２，Ｇ３にコピー処理１、コピー
処理２を割当てている。

【０１６４】特性１００はランダムアクセスのIOPSスル
ープットであり、このランダムアクセスは時間的な変化
を与えるため、スループットを１００IOPS，１６０IOP
S, ４０IOPS，１００IOPSと変化させ、これを約１０秒
ごとに繰り返している。

【０１６５】このようなランダムアクセス特性１００に
対し、時刻ｔ１でコピー処理１を起動し、その後の時刻
ｔ２でコピー処理２を起動している。

【０１６６】これら２つのコピー処理の性能特性は、１
秒当りのコピー量［ＭＢ／秒］としてコピー特性１０
２，１０４に示す。コピー処理１，２は、いずれも単独
で（他者との競合なしで）実行すると、各々２０ＭＢ／
秒のスループットを出す。本測定では、コピー処理スル
ープットとランダムアクセス応答時間のふるまいがポイ
ントとなる。

【０１６７】更に特性１０６は本発明のディスクタイム
シェアリングを行なったときのランダムアクセスの平均
アクセス時間［ms］である。

【０１６８】この測定結果から明らかなように時刻ｔ１
でコピー処理ＯＰＣ１が開始されると、この時、ランダ
ムアクセス特性１００のIOPSスループットは少ない事か
ら、コピー特性１０２のデータスループットは大きく上
昇する（１４ＭＢ／秒）。続いてランダムアクセス特性
１００が増加すると、これに伴ってコピー特性１０２の
スループットが減少する（５ＭＢ／秒）。

【０１６９】更に時刻ｔ２でＯＰＣ２コピー処理が開始
され、同時に２つのコピー処理１，２の多重コピー処理
となっている。このようなランダムアクセス及び２つの
コピー処理の入出力要求が競合する状態にあっても、ラ
ンダムアクセスの平均アクセス時間特性１０６は、時刻
ｔ１で最初のコピー処理ＯＰＣ１が始まると、それまで
のアクセス時間より若干立ち上がるが、最大アクセス時
間は４０ｍｓ以内に押さえられる。

【０１７０】また時刻ｔ２で２つ目のコピー処理２が開
始されても、急激なランダムアクセスのアクセス時間の
増加は見られず、本発明によるディスクタイムシェアリ
ングによる性能保証が確認できる。

【０１７１】尚、上記の実施形態は入出力のグループ分
けとしてランダムアクセスとシーケンシャルアクセスの
入出力グループ、同一性能要件の論理ボリューム毎のグ
ループ分け、バックアップ処理やコピー処理によるグル
ープ分け、ＲＡＩＤのリビルディング処理によるグルー
プ分けを例にとるものであったが、これら以外の入出力
性能の最低値保証が必要とする異なった入出力について
グループ分けを行なってもよいことは勿論である。

【０１７２】また上記の実施形態にあっては、ディスク
ドライブのオーダード機能を活用する際の入出力要求の
依頼として、シンプルタスクとオーダードタスクを使い
分ける場合を例にとるものであったが、本発明はこれに
限定されず、リオーダード機能を持たないディスクドラ
イブについても検証する事ができる。

【０１７３】この場合には、各実施形態のディスクタイ
ムシェアリング制御情報に設けている次入出力タスク種
別情報４８を除き、また図８のタイムシェアリング制御
処理のフローチャートにあっては、ステップＳ８，Ｓ
９，Ｓ１０におけるタスクの設定変更が不要となる。

【０１７４】更に本発明は、上記の実施形態に示した数
値による限定は受けず、更に本発明の目的と利点を損な
わない範囲で適宜の変形を含む。

【０１７５】

【発明の効果】以上説明してきたように本発明によれ
ば、同じディスク装置に対する様々な入出力要求に対
し、入出力要求の性質などに基づいてグループ分けし、
複数の入出力グループの入出力が競合した場合には、各
グループごとに予め定義したクォンタム（割当時間）を
順に切替えてディスク装置を使用させるディスクタイム
シェアリングを行なうことで、各入出力グループごとに
それぞれの入出力性能の最低値を保証することが可能と
なる。

【０１７６】より具体的には、同じディスク装置に対
し、ランダムアクセスとシーケンシャルアクセスが混在
する場合、ランダムアクセスとシーケンシャルアクセス
に分けた入出力グループに分けてディスクタイムシェア
リングを行なうことで、ランダムアクセスの入出力性能
とシーケンシャルアクセスの入出力性能の各々の最低値
を保証することが可能となる。

【０１７７】また同じディスク装置に異なる性能要件の
論理ボリュームが混在する場合、同じ性能要件で論理ボ
リュームをグループ分けしてディスクタイムシェアリン
グを行なうことで各論理ボリューム毎の入出力性能の最
低値の保証が可能となる。

【０１７８】また同じディスク装置に対して不特定多数
のバックアップ処理やコピー処理が動作する場合、バッ
クアップ処理やコピー処理の入出力グループとそれ以外
の通常処理の入出力グループに分けてディスクタイムシ
ェアリングを行なうことでバックアップ処理やコピー処
理の多重度によらず、バックアップ処理やコピー処理以
外の通常の入出力について入出力性能の保証が可能とな
る。

【０１７９】更にＲＡＩＤ構成のディスク装置でディス
クを故障した際に正常なディスクからデータをコピーす
るリビルディング処理において、リビルディング処理の
入出力のグループとそれ以外の通常処理の入出力のグル
ープに分けてディスクタイムシェアリングを行なうこと
で、リビルディング処理による通常の入出力処理の性能
への悪影響を押さえ、同時にリビルディング完了迄に要
する時間を保証した上で、リビルディング完了までの時
間を可能な限り短縮する事ができる。

【０１８０】更に入出力をグループ分けしたディスクタ
イムシェアリングにおいて、ディスク装置が受付けた入
出力要求の中からポジショニング時間が最小となる入出
力から実行するリオーダリング機能をもつ場合、入出力
グループのタイムシェアリングの切替え、即ちクォンタ
ムの切替え時、最初の入出力要求については、切替え前
の前クォンタムで完了していない入出力を全て完了させ
た後にクォンタム切替え後の最初の入出力を行なわせる
オーダードタスクで入出力を依頼し、それ以外について
は、ポジショニング時間を最小とする入出力を選択する
シンプルタスクを指定する事で、ディスク装置の持つオ
ーダリング機能を最大限に生かし、且つオーダリング機
能で必要以上に入出力が待ちとなる遅れをクォンタム切
替えで規制することで最大応答時間の延長を防止する事
ができる尚、本発明の他の特徴を列挙すると次のように
なる。 Ａ．請求項１に関する特徴 （１）請求項１記載のディスク・タイムシェアリング装
置に於いて、入出力スケジュール機構は、シーケンシャ
ルアクセスと判断された入出力はシーケンシャルアクセ
ス入出力グループに、それ以外の入出力はランダムアク
セス入出力グループに対応させ、シーケンシャルアクセ
スとランダムアクセスでディスク装置のタイムシェアリ
ングを行うことを特徴とする。 （２）請求項１記載のディスク・タイムシェアリング装
置に於いて、入出力スケジュール機構は、性能要件が同
一となる複数の論理ボリュームを１つの入出力グループ
に対応させ、性能要件が異なる論理ボリューム群間でデ
ィスク装置のタイムシェアリングを行うことを特徴とす
る。 （３）請求項１記載のディスク・タイムシェアリング装
置に於いて、入出力スケジュール機構は、コピー及びバ
ックアップ処理の入出力を１つの入出力グループに対応
させ、コピー及びバックアップ処理とその他の処理の間
でディスク装置のタイムシェアリングを行うことを特徴
とする。 （４）請求項１記載のディスク・タイムシェアリング装
置に於いて、ディスク装置は、複数のディスクドライブ
を備え、１つのディスクドライブか故障しても他のディ
スクドライブからデータを復元して再構築可能なＲＡＩ
Ｄ構成であり、入出力スケジュール機構は、ＲＡＩＤ構
成をとる前記ディスク装置の再構築処理の入出力を１つ
の入出力グループに対応させ、再構築処理とその他の処
理の間で前記ディスク装置のタイムシェアリングを行う
ことを特徴とする。 （５）請求項１記載のディスク・タイムシェアリング装
置に於いて、ディスク装置は、第１タスクの指定でポジ
ショニング時間を最小とするように複数の入出力をスケ
ジューリングし、第２タスクの指定で受付け中の入出力
を完了させた後に第２タクス指定の入出力をスケジュー
リングするオーダ・タスク機能を備え、入出力スケジュ
ール機構は、ディスク装置のタイムシェアリングを行う
際に、第１タスクの指定と第２タスクの指定を分けてス
ケジューリングすることを特徴とする。 （６）前記（７）記載のディスク・タイムシェアリング
装置に於いて、入出力スケジュール機構は、複数の入出
力グループ間でディスク装置を順番に使用するタイムシ
ェアリングを行う際に、入出力グループを切替えた直後
の最初の入出力は第２タスクを指定して切替前のグルー
プの入出力を完了させた後に切替後のグループの入出力
をスケジューリングし、その後、次のグループを切替え
るまでの入出力は第１タスクで指定してポジショニング
時間を最小とするように複数の入出力をスケジューリン
グすることを特徴とする。 （７）前記（６）記載のディスク・タイムシェアリング
装置に於いて、入出力スケジュール機構は、クォンタム
切替時に未処理入出力の予測処理時間に基づいて次のク
ォンタム開始時刻を予測し、入出力要求の受付け又は入
出力要求の完了応答毎に、その時の未処理入出力の予測
処理時間と前記クォンタム開始時刻に基づいて残り時間
を予測し、残り時間があると判断した場合は、現クォン
タムの入出力要求をディスク装置に投入し、残り時間が
ないと判断した場合は次のクォンタムに切替えることを
特徴とする。 （８）前記（５）記載のディスク・タイムシェアリング
装置に於いて、入出力スケジュール機構は、１つの入出
力グループからの入出力に対しディスク装置を連続して
使用する場合、割当時間をリセットした直後の最初の入
出力は第２タスクを指定してリセット前の入出力を完了
させた後にリセット後の入出力をスケジューリングし、
次にリセットするまでの入出力は第１タスクで指定して
ポジショニング時間を最小とするように複数の入出力を
スケジューリングすることを特徴とする。 Ｂ．請求項３に関する特徴 （１）請求項３記載のディスク・タイムシェアリング方
法に於いて、シーケンシャルアクセスと判断された入出
力はシーケンシャルアクセス入出力グループに、それ以
外の入出力はランダムアクセス入出力グループに対応さ
せ、シーケンシャルアクセスとランダムアクセスでディ
スク装置のタイムシェアリングを行うことを特徴とす
る。 （２）請求項３記載のディスク・タイムシェアリング方
法に於いて、性能要件が同一となる複数の論理ボリュー
ムを１つの入出力グループに対応させ、性能要件が異な
る論理ボリューム群間でディスク装置のタイムシェアリ
ングを行うことを特徴とする。 （３）請求項３記載のディスク・タイムシェアリング方
法に於いて、コピー及びバックアップ処理の入出力を１
つの入出力グループに対応させ、コピー及びバックアッ
プ処理とその他の処理の間でディスク装置のタイムシェ
アリングを行うことを特徴とする。 （４）請求項３記載のディスク・タイムシェアリング方
法に於いて、ディスク装置は、複数のディスクドライブ
を備え、１つのディスクドライブか故障しても他のディ
スクドライブからデータを復元して再構築可能なＲＡＩ
Ｄ構成であり、ＲＡＩＤ構成をとるディスク装置の再構
築処理の入出力を１つの入出力グループに対応させ、再
構築処理とその他の処理の間で前記ディスク装置のタイ
ムシェアリングを行うことを特徴とする。 （５）請求項１１記載のディスク・タイムシェアリング
方法に於いて、ディスク装置は、第１タスクの指定でポ
ジショニング時間を最小とするように複数の入出力をス
ケジューリングし、第２タスクの指定で受付け中の入出
力を完了させた後に第２タクス指定の入出力をスケジュ
ーリングするオーダ・タスク機能を備え、ディスク装置
のタイムシェアリングを行う際に、前記第１タスクの指
定と第２タスクの指定を分けてスケジューリングするこ
とを特徴とする。 （６）前記（５）記載のディスク・タイムシェアリング
方法に於いて、複数の入出力グループ間でディスク装置
を順番に使用するタイムシェアリングを行う際に、入出
力グループを切替えた直後の最初の入出力は第２タスク
を指定して切替前のグループの入出力を完了させた後に
切替後のグループの入出力をスケジューリングし、次に
グループを切替えるまでの入出力は第１タスクで指定し
てポジショニング時間を最小とするように複数の入出力
をスケジューリングすることを特徴とする。 （７）前記（６）記載のディスク・タイムシェアリング
方法に於いて、クォンタム切替時に未処理入出力の予測
処理時間に基づいて次のクォンタム開始時刻を予測し、
入出力要求の受付け又は入出力要求の完了応答毎に、そ
の時の未処理入出力の予測処理時間と前記クォンタム開
始時刻に基づいて残り時間を予測し、残り時間があると
判断した場合は、現クォンタムの入出力要求をディスク
装置に投入し、残り時間がないと判断した場合は次のク
ォンタムに切替えることを特徴とする。 （８）前記（５）記載のディスク・タイムシェアリング
方法に於いて、１つの入出力グループからの入出力に対
しディスク装置を連続して使用する場合、割当て時間を
リセットした直後の最初の入出力は第２タスクを指定し
てリセット前の入出力を完了させた後にリセット後の入
出力をスケジューリングし、次にリセットするまでの入
出力は第１タスクで指定してポジショニング時間を最小
とするように複数の入出力をスケジューリングすること
を特徴とする。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図

【図２】本発明が適用されるストレージシステムのブロ
ック図

【図３】３つの入出力グループを形成する本発明の基本
的な実施形態の機能ブロック図

【図４】図３の３つの入出力グループの入出力を対象と
した場合のディスク・タイムシェアリング処理のスケジ
ュール説明図

【図５】１つの入出力グループのみの入出力が連続する
場合のディスク・タイムシェアリング処理のスケジュー
ル説明図

【図６】クォンタム切替え時の残り時間の予測処理の説
明図

【図７】図３のディスク・タイムシェアリング処理のフ
ローチャート

【図８】シーケンシャルアクセスとランダムアクセスの
入出力グループに対応した本発明の実施形態の機能ブロ
ック図

【図９】論理ボリュームの入出力グループに対応した本
発明の実施形態の機能ブロック図

【図１０】コピー／バックアップ処理と通常処理の入出
力グループに対応した本発明の実施形態の機能ブロック
図

【図１１】リビルディング処理と通常処理の入出力グル
ープに対応した本発明の実施形態の機能ブロック図

【図１２】サーバＯＳに入出力依頼部を設けた本発明が
適用されるた他のシステム構成図

【図１３】サーバＯＳに入出力依頼部とディスク入出力
スケジュール機構を設けた本発明が適用されるた他のシ
ステム構成図

【図１４】図１０の実施形態においてデータベースに対
するランダムアクセスのＯＬＴＰ業務と同時にシーケン
シャルアクセスであるバックアップのためのコピー処理
を実行した場合の計測結果の特性図

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 武 理一郎 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１ 番１号 富士通株式会社内 (72)発明者 堀田 勇次 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１ 番１号 富士通株式会社内 (56)参考文献 特開 平９−251351（ＪＰ，Ａ) 特開 昭59−180647（ＪＰ，Ａ) 特開 昭53−95548（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 3/06 - 3/08 G06F 13/10 - 13/14 G11B 19/02 G06F 12/00 - 12/16

Claims (4)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】１又は複数のディスクドライブを備えたデ
   ィスク装置と、 前記ディスク装置に入出力要求を発行する入出力要求部
   と、 ディスク装置への入出力元を入出力要求の性質に基づい
   てグループ化した入出力グループを形成すると共に各入
   出力グループがディスクを使用する時間の比率を定義
   し、定義された時間比率に基づき各入出力グループが連
   続してディスク装置を使用できる割当時間（クォンタ
   ム）を決定し、複数の入出力グループからディスク装置
   に入出力の依頼を受け付けている場合、競合した入出力
   グループ間で前記割当時間を順番に切り替えてディスク
   装置を使用するタイムシェアリングを行う入出力スケジ
   ュール機構と、 を備えたことを特徴とする入出力装置。
2. 【請求項２】請求項１記載の入出力装置に於いて、前記
   入出力スケジュール機構は、１つの入出力グループから
   のみ入出力の依頼のある場合は、１つの入出力グループ
   からの入出力に対しディスク装置を連続して使用可能と
   することを特徴とする入出力装置。
3. 【請求項３】１又は複数のディスクドライブを備えたデ
   ィスク装置と、前記ディスク装置に入出力要求を発行す
   る入出力要求部と、前記入出力に基づいて前記ディスク
   装置の使用をスケジューリングする入出力スケジュール
   機構とを備えたディスク・タイムシェアリング方法に於
   いて、 前記ディクス装置への入出力元を入出力要求の性質に基
   づいてグループ化した入出力グループを形成すると共に
   各入出力グループがディスクを使用する時間の比率を定
   義し、 定義された時間比率に基づき各入出力グループが連続し
   てディスク装置を使用できる割当時間（クォンタム）を
   決定し、 複数の入出力グループからディスク装置に入出力の依頼
   を受け付けている場合、競合した入出力グループ間で前
   記割当時間を順番に切り替えてディスク装置を使用する
   タイムシェアリングを行う、 ことを特徴とするディスク・タイムシェアリング方法。
4. 【請求項４】請求項３記載のディスク・タイムシェアリ
   ング方法に於いて、１つの入出力グループからのみ入出
   力の依頼のある場合は、１つの入出力グループからの入
   出力に対しディスク装置を連続して使用可能とすること
   を特徴とするディスクタイ・タイムシエアリング方法。