JPH04127224A - アレイディスク - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明はコンピュータシステムに係り、特に高性能な入
出力動作を可能とするディスクファイルシステムに関す
る。

〔従来の技術〕

現在のコンピュータシステムにおいては、ＣＰＵ等の上
位側が必要とするデータは２次記憶装置に格納され、Ｃ
ＰＵが必要とする時に応じ２次記憶装置に対してデータ
の書込み、読みだしを行っている。

近年高度情報化に伴い、コンピュータシステム↓こおい
て、２次記憶装置の高性能化が要求されてきた。その一
つの解として、多数の比較的容量の小さな磁気ディスク
により構成されるアレイディスフが考えられている。こ
のアレイディスクには以下の２つのタイプがある。まず
、一つは、ＣＰＵから転送されてくるデータを分割し、
複数の磁気ディスクに同時に格納し、読み出す場合は逆
に各各の磁気ディスクから同時に読み込んできてＣＰＵ
へ高速に転送するパラレル処理を行うアレイディスクで
ある。もう一つの方法は個々のデータを分割せずに独立
に扱い、多数の磁気ディスクに分散して格納する。

現在、一般に使用されている汎用大型コンピュータシス
テムの２次記憶装置では、他の工／○に当該磁気ディス
クが使用されているため、その磁気ディスクを使用でき
ずに待たされることが多く発生した。しかし、このよう
に分散して格納することにより、この待ち時間を減少す
るアレイディスクが考えられている。これらのアレイデ
ィスクでは、現在一般に使用されている汎用大型コンピ
ュータシステムと同様、２次記憶装置内では、個個のデ
ータの格納場所（アドレス）は予め指定したアドレスに
固定され、ＣＰＵから当該データへ読みだしまたは書込
みする場合、この固定されたアドレスへアクセスするこ
とになっている。この２次記憶装置としては一般に不揮
発な記憶媒体が使用され、代表的なものとして磁気ディ
スク、光ディスクなどがあげられる。

デイ−、バターソン、ジー、ギブソン、アンドアール、
エイチ、カーツ：ア　ケース　フオーレダンダント　ア
レイズ　オブ　インエクスペンシブ　ディスクス（Ｄ、
Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ、Ｇ、Ｇｉｂｓｏｎ、ａｎｄＲ，Ｈ
，Ｋａｒｔｚ；＾Ｃａ５ｅ　ｆｏｒ　Ｒｅｄｕｎｄａｎ
ｔ　Ａｒｒａｙｓ　ｏｆＩｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ　Ｄｉ
ｓｋｓ）（ＲＡ　Ｉ　Ｄ）において、データを分割して
パラレルに処理を行うアレイディスクとデータを分散し
て、独立に扱うアレイディスクについて、その性能およ
び信頼性の検討結果が報告されている。現在この論文に
書かれている方式が最も一般的なアレイディスクと考え
られている。

まず、データを分割してパラレルに処理を行うアレイデ
ィスクについて説明する。アレイディスクは多数の比較
的容量の小さな磁気ディスクにより構成される。そこで
、第１１図の（ｂ）に示すようにＣＰＵから転送されて
きたデータを分割し。

複数の磁気ディスク４に同時にパラレルに格納する。ま
た、読み出す場合は逆に各々の磁気ディスク４から同時
にパラレルに読み込んできてＣＰＵへ転送する。このア
レイディスクでは信頼性を向上させるため、分割したデ
ータからパリティを作成しパリティ格納用の磁気ディス
ク５に格納しておく。このパリティは分割したデータを
格納した磁気ディスクの中の１台に障害が発生し、デー
タが読み出せなくなった場合、残りの磁気ディスク内の
データとパリティから、障害が発生した磁気ディスク内
のデータを復元するためのものである。

アレイディスクのような多数の磁気ディスクにより構成
される装置では、信頼性の向上を図るため、このように
パリティを用意する必要がある。

このようなシステムについてはストリッジ　コンセプト
社等の企業から製品発表等されている。

次に、データを分散して、独立に扱うアレイディスクに
ついて説明する。第１１図の（ａ）に示すように個々の
データを分割せずに独立に扱い、多数の比較的容量の小
さな磁気ディスク４に分散して格納するものである。こ
のアレイディスクではデータを分散して格納してあるた
め、アレイディスクの一部の使用にとどまっており、残
りの磁気ディスクへのＩｌｏがまたされることは無い。

また、このアレイディスクにおいても信頼性の向上を図
るためパリティを用意する。このパリティも先に述べた
ように、データを格納した磁気ディスクに障害が発生し
た場合、その障害ディスク内のデータを復元するための
ものである。

〔発明が解決しようとする課題〕

現在の汎用大型計算機システム等では２次記憶装置内は
、個々のデータの格納場所（アドレス）が予め指定した
アドレスに固定され、ＣＰＵから当該データへ読みだし
または書込む場合は、この固定されたアドレスへアクセ
スすることになる。

これは、アレイディスクにおいても同じである。

第１１（ｂ）図のようにデータを分割してパラレルに処
理を行うアレイディスクではこのようにアドレスを固定
しても影響は無いが、第１１（ａ）図のようにデータを
分散して、独立に扱うアレイディスクでは書込み時に大
きな時間が必要になる。

以下それについて説明する。

第１２図は公知例で示したパターソンらが提案したＲＡ
ＩＤに述べられている、データを分散して、独立に扱う
アレイディスク内部のデータアドレス（１，１）、（１
，２）、　　（１，３）・・・を示している。この各ア
ドレスにあるデータは１１１０でアクセスされる単位で
、個々のデータは独立している。また、このシステムで
はデータに対するアドレスは固定されている。このよう
なシステムでは、信頼性を向上するためパリティを設定
することが不可欠である。本システムでは各データディ
スク内の同一アドレスのデータによりパリティが作成さ
れる。すなわち、データディスク＃】−から４までのア
ドレス（１，１）のデータによりパリティが作成され、
パリティディスクの（１゜ｌ）に格納される０本システ
ムでは■／○処理は現在の汎用大型計算機システムと同
様に各ディスクに対し当該データをアクセスする。この
ようなアレイディスクにおいて、例えばデータディスク
＃３のアドレス（２，１）のデータを書き替える場合、
まず、書き替える前のデータディスク＃３の（２，１）
のデータとパリティディスクの（２，１）のパリティを
読みだしく１）、これらと書き替えるデータとで排他的
論理和をとり、新たなパリティを作成する（２）。パリ
ティの作成完了後、書き替えるデータをデータディスク
＃３の（２，１，）に、新パリティをパリティディスク
の（２，１）に格納する（３）。

第１３図に示すように現在の汎用大型計算機システムで
はパリティを作成する必要がないため、ディスクを平均
１／２回転待つだけで書き込める。

しかし、このようにアレイディスクでは、データディス
ク、パリティディスクから古いデータとパリティを読み
だすため、ディスクを平均１／２回転待ち、それから読
みだしてパリティを作成しパリティを格納するため、デ
ータを書き替える場合最低で１．５回転待たなければな
らない。磁気ディスクにおいては１．５回転ディスクの
回転を待つということは非常に大きなオーバヘッドとな
る。

〔課題を解決するための手段〕

以上の課題を解決するため、本発明では書き替え時には
書き替えデータを一端バッファに溜め、パリティを作成
することが可能な量の書き替えデータが溜り次第パリテ
ィを作成し、データとパリティをデータディスク、パリ
ティディスクのそれぞれに一度に格納する。さらに、分
割データ、パリティをデータディスク、パリティディス
クに格納する際、一度にパラレルに格納するため、もと
のアドレスに格納するのではなく別の場所に格納する。

具体的には、例えば第１２図においてデータディスク＃
ｌの（１，１）のデータ、データディスク＃２の（３，
２）のデータ、データディスク＃３の（２，２）のデー
タ、データディスク＃４の（１，３）のデータへ順に書
き替え要求が発行されたとする。これらの４データがバ
ッファに溜まるとパリティが作成可能となる。このよう
にパリティの作成が可能になり次第パリティを作成する
。各データディスク、パリティディスクにおいて（３，
３）が全て空いているとすると、これらのデータを各デ
ータディスクの（３，３）に、またパリティをパリティ
ディスクの（３，３）に一度にパラレルに格納する。

〔作用〕

上記手段により、書き替え前のデータ、パリティを読み
ださずにパリティを作成でき、書き替えのための旧デー
タの、旧パリティの読み出しが不要となった。これによ
りアレイディスクにおいても現在の汎用大型計算機と同
様にディスクを１／２回転待つのみで書き込める。

〔実施例〕

実施例１ 以下本発明の一実施例を第１図により説明する。

本実施例はＣＰＵＩ、アレイ　ディスク　コントローラ
（以下ＡＤＣ）２．アレイ　ディスク　ユニット（以下
ＡＤＵ）７により構成される。ＡＤＵ７は複数の論理グ
ループ６により構成され９個々の論理グループ６はライ
ト　バッファ　ユニット（以下ＷＢＵ）３と４台のデー
タディスク４．１台のパリティディスク５により構成さ
れる。なお。

このデータディスク４．パリティディスク５の数は本発
明の効果を得るには、特に制限は無い。この論理グルー
プはパリティを作成する単位であり。

本実施例では個々のデータディスク４内のデータにより
１つのパリティが作成される。

次にＷＢＵ３の内部構成について第２図を用いて説明す
る。Ｗ　Ｂ　Ｕ　３はＲ／　Ｗ判定部８．データアドレ
ス　テーブル（以下ＤＡＴ）９．ライトバツアア（以下
ＷＢ）１．０．パリティ　ジェネレータ（以下ＰＧ）１
１．論理グループ管理部（以下ＬＧＣ）１２により構成
される。なお。

ＤＡＴ９．ＷＢＩＯはバッテリバックアップ等により不
揮発化された半導体メモリである。このＤＡＴ９には第
４図に示すように論理グループ６内の全てのデータディ
スク４について、それぞれに格納されているデータのア
ドレスおよび、ＷＢフラグ、無効フラグが、テーブル上
に管理されている。システムの電源をオンした時に、論
理グループ６内の各データディスク４から、その中に格
納されているデータのアドレステーブルがＤＡＴ９内に
読み込まれる。一方、電源をオフする時はＤＡＴＱ内の
アドレステーブルを、読み込んできた各データディスク
４内の、所定の場所に格納する。また、Ｌ　Ｇ　Ｃ］、
２は論理グループ内のデータ管理を行う。

以上のような構成のシステムでの具体的なＩ１０処理に
ついて第１図、第２図を用いて説明する。

ＣＰＵＩより発行されたＩ１０要求はＡＤＣ２により解
読され、当該データディスク４が属する論理グループ６
に発行される。論理グループ６ではＡＤＣ２より発行さ
れてきたＩ１０要求が、第２図に示すＷＢＵ３内のＲ／
Ｗ判定部８で読み出し要求か書き込み要求かを判定し、
またＤＡＴ９により当該データが格納されているアドレ
スを見つける。読み出し時では当該データがＷＢＩＯに
あるかをＤＡＴ９内のＷＢフラグで調べる。ＷＢ１０内
に格納されている場合はＷＢＩＯから当該データを読み
だし、ＷＢＩＯ内に無い場合は当該データディスク４内
の当該データを読みだす。

方書き込み時は以下のように処理される。

第３図は本発明によるデータ格納の一例を示す。

第３図に示すようにデータディスク＃１のデータ＃１に
対して更新命令が発行され９次にデータディスク＃２の
デー５４２２次にデータディスク＃３のデータ４３２次
にデータディスク＃４のデータ＃４の更新命令が発行さ
れたとする。まず、第２図に示すＤＡＴＱ内の当該デー
タアドレスのＷＢフラグをオンにし、ＷＢ　１０にデー
タ＃１から４までを格納する。なお、ＷＢＩＯ内に溜め
ているデータに対し更新要求が発行された場合は、ＷＢ
ＩＯ内のデータを書き替える。ＷＢＩＯに溜めたＷ　ｒ
　ｉ　ｔ　ｅデータは第３図に示すようにデータ＃１か
ら＃４までが揃いパリティの作成可能な量が溜り次第、
ＰＧＩＩによりパリティを作成し、各データディスク４
とパリティディスク５に並列にしかも一度に格納する。

データ＃５．＃６．＃７のようにパリティ−作成不可の
場合は次のデータを待つ。格納する場所は第３図に示す
ように更新前のデータが格納されているアドレスではな
く。

別のアドレスとする。例えば、データディスク＃１のア
ドレス１に格納されているデータ＃１を更新する場合、
データディスク＃１内のアドレスｎに格納する。同様に
、データディスク＃２のアドレス２のデータ＃２、デー
タディスク＃３のアドレス３のデータ＃３、データディ
スク＃４のアドレス４のデータ＃４をそれぞれ更新する
場合、各々のデータディスクのアドレスｎに格納する・
このように書き込みデータを格納するため、本システム
では論理グループ内の各データディスク４とパリティデ
ィスク５の回転を全て同期させる方が望ましい。なお、
更新するデータをデータディスク４に格納する際には、
第４図にアドレステーブルの例を示すようにＤＡＴ９の
更新するデータアドレスの無効フラグをオンにし、新た
に格納するアドレスを当該データディスクのテーブルの
最後に付け足す。将来、ユーザがこのデータに読み比し
要求を発行した場合は前のアドレスにはアクセスせず新
しく格納されたアドレスにアクセスすることになる。

以上述べたように９本実施例では同一データディスク４
内において、書き込みデータについてはダイナミックに
アドレスを変更し格納していく。

このようにした場合、第５図に論理グループ内のデータ
の状態を示すようにデータ格納効率（データディスクに
格納可能なデータ容量に対する、実際に格納するデータ
容量の割合）が低下する。本発明では第５図に示すよう
に、論理グループを構成する各データディスクの同一ア
ドレスのデータについてパリティが作成される。具体的
には、データディスク＃１から４までの各データディス
ク内のアドレス（ｎ、ｍ）のデータによりパリティが作
成され、そのパリティはパリティディスク５内のアドレ
ス（ｎ、ｍ）に格納される。論理グループ６内のデータ
ディスクに障害が発生した場合、障害ディスクを除いた
残りのデータディスク４内のデータと、このパリティに
より障害ディスク内のデータを復元することが可能とな
る。この時、各データディスク４内のデータについては
、ＤＡＴＱ内の無効フラグを無視し無効フラグがオンに
なっているデータも読みだして復元する。このことから
、本発明では、無効フラグがオンになったデータはユー
ザにとっては不必要なデータであるが、システムにとっ
ては障害発生時にデータ復元のため必要となるデータで
ある。

以上のことをふまえ、次にデータディスク４内でのデー
タ管理方法について説明する。

まず、データ格納領域について説明する。本実施例では
データディスク４内で実際に格納するデータの量はデー
タディスクに格納可能な最大容量の１／Ｖとする。これ
は、書き込みデータのアドレスをダイナミックに書き替
えるため、書き替え先の領域（書き替え領域）が必要と
なるからである。つまり、データディスクに書込み可能
な最大容量のデータを格納してしまうと、後に書き込み
要求が発行された場合、書き込もうとしても書き込む場
所が無くなってしまうためである。そこで、予め後の書
き込み要求のために書き替え領域を確保しておく（書き
替え領域の大きさは、（Ｖ−１）／Ｖ）、この予め確保
しておく書き替え領域の割合は、ランダムなアドレスに
アクセスする工／○が多い場合は１／Ｖの値を小さくす
る。またＷＢｌｏから早くデータディスク４に格納し、
比較的同じようなアドレスにアクセスするＩｌｏが多い
場合は１／Ｖの値を大きくしてＷＢｌｏ内になるべく長
い時間格納しておく。この制御には２つの方法がある。

一つは、ユーザが格納するデータについて、ランダムな
アクセスの量を予め認識し。

格納するデータの量（１／Ｖ）を決める。例えば、同じ
データに対して次々と書き換えを行なうアクセスの割合
が、全アクセスに対して約３０％程度なら、１／Ｖ＝１
／２程度に設定し、データディスク４に格納可能なデー
タ量の１／２のみデータを格納しておく。

もう一つは、アクセスされたアドレスを苫己録し。

そのデータからランダムなアクセスの割合を求め、ＡＤ
Ｃ３が格納するデータの割合（１／Ｖ）を自動的に割り
当てる。しかし、このように予め書き替え領域を確保し
ておいても、−データディスク４内に格納できるデータ
の容量は有限であるため、書き替えを繰り返した場合、
格納されたデータの量がデータディスクの格納最大容量
となり、書き替え領域が無くなる。そこで、データディ
スク４内のデータを詰め変え、新たに書き替え領域を作
成する方法について次に説明する。

第６図は各データディスク４内の同一アドレスのデータ
を抜き出したものである。論理グループ６内における各
データディスクの同一アドレス（同一行）のデータによ
り、パリティが作成される０例えば第１行のアドレスを
考えると、データディスク＃１のデータ１、データディ
スク＃２のデータ＃５、データディスク＃３のデータ９
．データディスク＃４のデータ１３によりパリティ１が
作成される。第６図では第１行のデータグループ内にお
いて無効フラグがオフのデータはデータ９のみである。

斜線で示す、データ１．５．１３は障害発生時の障害デ
ィスク内のデータ復元用データとして残されている。第
２行については無効フラグがオフのデータはデータ１０
．１４の２個で、第３行ではデータ３，７．１５の３個
、第４行はデータ４，８，１．２．１６と全て無効フラ
グがオフとなっている。第２図に示すＬＧＣ１２は論理
グループ内のデータを管理する。Ｌ　Ｇ　Ｃ１，２はＤ
ＡＴ９を常に監視しており、同一行内において予め設定
しておいた数より多くの無効フラグがオンになると、詰
め変えを行う。例えば、第６図の第１行のように、無効
フラグが３個オンになると詰め変えを行うように設定し
ておいた場合、ＬＧＣ１２は第１行について詰め変えを
行う。具体的には、データ９をＷＢＩＯに吸い上げＩｊ
Ｂ１０内に溜め、書き込みデータまたは同様に他の行か
ら吸い上げられたデータと新たにパリティを作成し、デ
ータをデータディスク４、パリティをパリティディスク
５のそれぞれの書き替え領域に格納する。

なお、データ９をＷＢＩＯに吸い上げた段階で、ＤＡＴ
９内のＷＢフラグをオンにする。

また、別の詰め変え方法としては、上述したように詰め
変えるための時間を特別にとるのではなく、データ９に
読み出し要求が発行され、データディスク４から読み出
された時に、上位にデータを転送すると同時にＷＢＩＯ
内に溜め、書き込みデータまたは同様に他の行から吸い
上げられたデータと新たにパリティを作成し、データを
データディスク４、パリティをパリティディスク５のそ
れぞれの書き替え領域に格納する方法が考えられる。な
お、書き替え領域に格納する段階で書き込み時と同様に
ＤＡＴＱ内の無効フラグをオン、ＷＢフラグをオフにし
、ＤＡＴ９内に新たにアドレスを付け足す。このように
して行内の全てのデータの無効フラグがオンになると、
その行を書き替え領域とする。この詰め変えは、論理グ
ループ６に発行される工／○が比較的少ない時、特に書
き込みが少ない時に行うとシステムのＩ１０処理効率の
低下が少なく効果的である。

本実施例ではパリティを作成する単位は、論理グループ
６を構成する各データディスク４、パリティディスク５
について、第７図に示すように同一アドレス（シリンダ
アドレス、ヘッドアドレス、レコードアドレスが全て等
しい）とした。しかし、データ格納効率を向上させるた
め、同一アドレスに限定せず、インデックスからの距離
が等しければ（レコードアドレスが等しい）シリンダア
ドレス、ヘッドアドレスは異なっていてもパリティを作
成できる。このようにしても本実施例の動作は可能とな
る。

実施例２ 本実施例では第８図に示すように、実施例１の論理グル
ープを複数個集め、それを大輪環グループ１３と定義す
る。システム構成は実施例１の第１図と同じである。

ＣＰＵＩより発行されたＩ１０要求はＡＤＣ２により解
読され、当該データディスク４が属する大輪環グループ
１３内の各論理グループ６に発行される。各論理グルー
プ６ではＡＤＣ２より発行されてきた１／○要求が、第
２図に示すＷ　Ｂ　Ｕ　３内のＲ／Ｗ判定部８で読み出
し要求か書き込み要求かを判定する。読み出し時はＤＡ
Ｔ９により当該データが格納されているアドレスを探す
。この時、当該データが格納されているアドレスが見つ
かった場合は、その論理グループ６内に当該データディ
スク４が含まれているとし、アドレスが見つからない場
合は当該データディスク４が論理グループ内に無いとし
、その論理グループを解放する。このようにしてアドレ
スを見つけた後、当該データが含まれている論理グルー
プ６において、実施例１と同様な方法により読みだす。

一方、書き込み時は、読み出しと同様にＤＡＴ９により
当該データが格納されているアドレスを探す。しかし、
実際に格納する場所は、大輪環グループ１３内のＩ１０
要求が発行されておらず、書き替え領域がある任意の論
理グループ６内のＷＢＩＯ内とする。本実施例でも実施
例１と同様に、ＷＢＩＯに書き込みデータを格納して溜
めていく。このＷＢＩＯに溜めた書き込みデータは、パ
リティの作成が可能な量が溜り次第、ＰＧＩＩによりパ
リティを作成し各データディスク４とパリティディスク
５に並列にしかも一度に格納する。この時に更新前のデ
ータが格納されている当該論理グループ６内のＤＡＴＧ
上の、当該データアドレスの無効フラグをオンにする。

さらに、新たに格納する論理グループ６内のＤＡＴＱ上
の、当該データディスク４のテーブルの最後に新しいア
ドレスを付け足す。

このように書き込みデータを格納するため、本システム
では論理グループ内の各データディスク４とパリティデ
ィスク５は全て回転を同期させる方が望ましい。

また、本実施例においても実施例１と同様な方法により
詰め変えを行うものとする。

なお、第１図では各論理グループ６においてＷＢＵ３が
付いているが、第９図に示すようにこのＷＢＵ３を大輪
環グループ１３について１ケ所にまとめておく方が望ま
しい。このようにまとめておくことによりＤＡＴ９の一
括管理が行え、当該データが格納されているアドレスを
探す場合、ＷＢＵＳ内のＤＡＴ９を調べることにより即
座に見つけることが可能となり、また、書き込み時は、
同時に更新前の無効フラグをオンにし、新たなアドレス
を付け足すことが可能となる。

実施例３ 本実施例では第１図の構成で、論理グループ６内の各デ
ータディスク４にデータを分割して格納し並列に転送す
るものと、実施例１．２に示したように各々のデータデ
ィスク４が独立に動くものが混在した構成となっている
。第１０図はＡＤＵ７の内部構成を示している。４台の
データディスク４と１台のパリティディスク５により論
理グループ６が構成され、複数の論理グループ６により
領域を決定する。この領域設定は論理グループ６を最小
単位として自由に変えられる。第１１図に示すように第
１０図の領域１は、実施例１で述べた、一つの独立した
データを一台のデータディスク４に格納し、読み出し時
は個々のデータディスク４に対し独立にアクセスするよ
うな、論理グループ６により構成される。また、領域２
は一つの独立したデータを分割し、各データディスク４
に格納し、読み出す場合は各データディスク４より分割
されたデータを一度に並列に読みだすような論理グルー
プ６により構成される。この領域２では各論理グループ
６はあたかも一台のディスクのように上位からは見える
。

領域３は実施例２で述べたように複数の論理グループ６
により大輪環グループ１３により構成される。本発明で
は、このようにＡＤＵ７の内部を領域に分け、高速転送
を要求するデータに対しては領域２にデータを格納し、
単位時間当りに多く工／○を処理したいデータの場合は
領域１または３にデータを格納する。このようにするこ
とにより自由度の高いシステムにすることが可能となる
。

なお、本実施例１か６３は、磁気ディスクについて述べ
てきたが、光ディスク、フロッピディスクなどの記憶装
置においても成り立つ。

〔発明の効果〕

以上説明したように１本発明では書き込み処理を高速に
行えるため、単位時間当りの■／○処理件数を増加させ
ることが可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の全体構成図、第２図はライトバッファ
　ユニットの内部構成図、第３図は本発明のデータ格納
方法の説明図、第４図はアドレステーブルの説明図、第
５図は論理グループ内のデータの状態説明図、第６図は
本発明の詰め替え動作説明図、第７図は本発明のデータ
ディスク、パリティディスクの内部アドレス説明図、第
８図は本発明の第２の実施例の構成図、第９図は本発明
の第２の実施例の構成図、第１０図は本発明の第３の実
施例の内部構成図、第１１図は本発明の第３の実施例の
領域説明図、第１２図は従来のアレイディスクの説明図
、第１３図は従来技術の書込み時間の比較図。 １・・・ＣＰＵ、２・・・アレイ　ディスク　コントロ
ーラ（ＡＤＣ）　、３・・ラント　バツアア　ユニット
（ＷＢＵ）、４・・・データディスク、５・・・パリテ
ィディスク、６・・・論理グループ、７・・・アレイ　
ディスク　ユニット（ＡＤＵ）　、８・・・Ｒ／Ｗ判定
部、９・・・データ　アドレス　テーブル（ＤＡＴ）、
１０・・・ライト　バッファ（ＷＢ）、１１・・・パリ
ティ　ジェネレータ（ＰＧ）、１２・・・論理グループ
第 図 里 ■ 図 口＝コ ？ヤＩ亥３了ト′Ｌス 葛 図 ■ 図 纂 図 イｚ′ｆ′Ｉクス 篤 第 １θ 図 葛 図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、上位装置からのデータの入出力要求に対する当該デ
   ータを格納してある、又は格納するディスク装置と、該
   ディスク装置を管理する制御装置からなるシステムにお
   いて、該ディスク装置を複数のディスクドライブにより
   構成し、上記上位装置から転送されてきたデータを１回
   に入出力する単位で分散して格納するアレイディスクシ
   ステムとし、このアレイディスク内に格納されている格
   納データを読み出す場合は、当該ディスクドライブ１台
   から読み出し、このアレイディスクシステムに格納され
   ている格納データを書き替える場合は、書き替えるデー
   タを一端バッファに溜め、この溜めた書き替えるデータ
   からパリテイデータを作成し、これらの書き替えるデー
   タと新しく作成したパリテイデータを、一度に並列に複
   数のディスクドライブに書き込むことを特徴とするアレ
   イディスクシステム。２、前記アレイディスクシステム
   において、バッファに溜めた書き替えるデータをディス
   クドライブに格納する際、格納データが格納されている
   領域に書き込むのでは無く、別の使用されていない領域
   に書き込むことを特徴とする特許請求範囲第１項記載の
   アレイディスクシステム。 ３、前記アレイディスクシステムにおいて、システム内
   に格納されているデータについての管理テーブルを備え
   、データを書き替える際はこの管理テーブル内の格納デ
   ータのアドレスを無効とし、置き替えるデータを格納す
   るアドレスを管理テーブル内に新たに付け足すことを特
   徴とする特許請求範囲第１項記載のアレイディスクシス
   テム。 ４、前記アレイディスクシステムにおいて、ディスクド
   ライブ内のデータへのアクセス状況を認識し、その状況
   からディスクドライブ内に格納するデータ量を決定して
   、書き替え領域を確保することを特徴とする特許請求範
   囲第１項記載のアレイディスクシステム。 ５、前記アレイディスクシステムにおいて、新たに書き
   替え領域を確保するため、ディスクドライブ内に格納し
   てあるデータを詰め替えることを特徴とする特許請求範
   囲第１項記載のアレイディスクシステム。 ６、前記アレイディスクシステムにおいて、既にディス
   クドライブに格納されているデータを詰め替える際、ア
   ドレスを管理するテーブルにおいて、予め設定しておい
   た条件を満たす該当するデータ（以降詰め替えデータと
   する）をアレイディスクの制御部が認識した場合、その
   詰め替えデータをバッファに格納し、同様に格納されて
   きた詰め替えデータや、他の書き替えるデータと共に新
   しくパリテイを作成し、それぞれを別ディスクドライブ
   内の使用されていない領域に書き込むことを特徴とする
   特許請求範囲第１項記載のアレイディスクシステム。 ７、前記アレイディスクシステムにおいて、既にディス
   クドライブに格納されているデータを詰め替える際、ア
   レイディスクの制御部がアドレスを管理するテーブルに
   おいて、予め設定しておいた条件を満たす詰め替えデー
   タを認識した場合、その詰め替えデータに対し上位装置
   から読み込み命令が発行された場合、上位装置に対しそ
   のデータを転送すると同時に、バッファにも転送し、そ
   のデータをバッファ内に格納し、同様に格納されてきた
   詰め替えデータや、他の書き替えるデータと共に新しく
   パリテイを作成し、それぞれを別ディスクドライブ内の
   使用されていない領域に書き込むことを特徴とする特許
   請求範囲第１項記載のアレイディスクシステム。 ８、前記アレイディスクシステムにおいて、各ディスク
   ドライブ内において、各ディスク面上の同一位置に設定
   されているインデックスからの距離が等しければ、シリ
   ンダアドレス、ヘッドアドレスが異なっていてもパリテ
   イを作成することが可能であることを特徴とする特許請
   求範囲第１項記載のアレイディスクシステム。 ９、前記アレイディスクシステムにおいて、書き替える
   データを格納する領域を、ディスクドライブ間にまたが
   って設定することを特徴とする特許請求範囲第１項記載
   のアレイディスクシステム。 １０、書き替えるデータを格納する領域を、ディスクド
   ライブ間にまたがって設定することを可能としたアレイ
   ディスクシステムにおいて、拡張した格納領域を含めた
   グループに対し、データの管理テーブルを１ケ所にまと
   めたことを特徴とする特許請求範囲第１項記載のアレイ
   ディスクシステム。 １１、前記アレイディスクシステムにおいて、データを
   分割し並列に転送する領域と、個々のデータを独立に扱
   う領域を、パリテイを作成するディスクドライブのグル
   ープを単位として、一つのシステム内に共存させること
   を特徴とする特許請求範囲第１項記載のアレイディスク
   システム。 １２、前記アレイディスクシステムにおいて、データを
   分割し並列に転送する領域と、個々のデータを独立に扱
   う領域の指定を、自由に変えられることを特徴とする特
   許請求範囲第１項記載のアレイディスクシステム。