JPH04311217A - 外部記憶制御装置 - Google Patents
外部記憶制御装置Info
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- JPH04311217A JPH04311217A JP3076282A JP7628291A JPH04311217A JP H04311217 A JPH04311217 A JP H04311217A JP 3076282 A JP3076282 A JP 3076282A JP 7628291 A JP7628291 A JP 7628291A JP H04311217 A JPH04311217 A JP H04311217A
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- external storage
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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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、例えば複数のハードデ
ィスク装置を有する外部記憶システムに使用される外部
記憶制御装置に関する。
ィスク装置を有する外部記憶システムに使用される外部
記憶制御装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来、例えばディスクアレイ装置からな
る複数の外部記憶装置を使用した外部記憶システムがあ
る。このシステムは、コンピュータ本体を構成するホス
トコンピュータ、複数のハードディスクドライブ（ＨＤ
Ｄ）および外部記憶制御装置（コントローラ）からなる
。
る複数の外部記憶装置を使用した外部記憶システムがあ
る。このシステムは、コンピュータ本体を構成するホス
トコンピュータ、複数のハードディスクドライブ（ＨＤ
Ｄ）および外部記憶制御装置（コントローラ）からなる
。
【０００３】ディスクアレイ装置は、複数のＨＤＤの論
理的な同一位置に対して各データが同時にリード／ライ
トされるように、論理的に同一構成を有する外部記憶装
置である。具体的には、コントローラは各ＨＤＤに対し
て、同時に同一セクタ（同一論理セクタ）の各データを
リードし、また同一セクタにデータをライトして更新す
ることができる。
理的な同一位置に対して各データが同時にリード／ライ
トされるように、論理的に同一構成を有する外部記憶装
置である。具体的には、コントローラは各ＨＤＤに対し
て、同時に同一セクタ（同一論理セクタ）の各データを
リードし、また同一セクタにデータをライトして更新す
ることができる。
【０００４】ところで、通常では、各ＨＤＤ（データ用
ＨＤＤ）に記録された各データにエラーが発生した場合
に、そのエラー訂正用のチェックコードを格納するチェ
ック用ＨＤＤ（通常では複数台）が設けられている。コ
ントローラは、データ用ＨＤＤの論理的に同一位置に格
納した各データに基づいてチェックコードを生成し、デ
ータ用ＨＤＤと論理的に同一位置のチェック用ＨＤＤに
格納する。
ＨＤＤ）に記録された各データにエラーが発生した場合
に、そのエラー訂正用のチェックコードを格納するチェ
ック用ＨＤＤ（通常では複数台）が設けられている。コ
ントローラは、データ用ＨＤＤの論理的に同一位置に格
納した各データに基づいてチェックコードを生成し、デ
ータ用ＨＤＤと論理的に同一位置のチェック用ＨＤＤに
格納する。
【０００５】このような外部記憶システムにおいて、ホ
ストコンピュータからの更新命令に応じて、データ用Ｈ
ＤＤの記録データの更新を行なう場合には、コントロー
ラは更新対象の論理セクタから記録データである旧デー
タを読出す。また、コントローラは、チェック用ＨＤＤ
から更新対象の論理セクタと同一論理セクタのチェック
コードを読出す。コントローラは、更新データに基づい
て新たなチェックコードを生成する。そして、更新デー
タをデータ用ＨＤＤの更新対象の論理セクタに格納する
と共に、新たなチェックコードをチェック用ＨＤＤの同
一論理セクタに格納する。
ストコンピュータからの更新命令に応じて、データ用Ｈ
ＤＤの記録データの更新を行なう場合には、コントロー
ラは更新対象の論理セクタから記録データである旧デー
タを読出す。また、コントローラは、チェック用ＨＤＤ
から更新対象の論理セクタと同一論理セクタのチェック
コードを読出す。コントローラは、更新データに基づい
て新たなチェックコードを生成する。そして、更新デー
タをデータ用ＨＤＤの更新対象の論理セクタに格納する
と共に、新たなチェックコードをチェック用ＨＤＤの同
一論理セクタに格納する。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】従来の方式では、デー
タ用ＨＤＤの記録データの更新を行なう場合に、必ず更
新対象の旧データおよびチェックコードを読出した後に
、新たな更新データとチェックコードを格納する処理を
実行している。このため、更新対象の旧データおよびチ
ェックコードを読出す処理時間を要するため、更新終了
までの処理時間が長くかかり、データ書込み動作の低速
の要因になっている。
タ用ＨＤＤの記録データの更新を行なう場合に、必ず更
新対象の旧データおよびチェックコードを読出した後に
、新たな更新データとチェックコードを格納する処理を
実行している。このため、更新対象の旧データおよびチ
ェックコードを読出す処理時間を要するため、更新終了
までの処理時間が長くかかり、データ書込み動作の低速
の要因になっている。
【０００７】本発明の目的は、データ及びエラー訂正用
のチェックコードを記憶する複数の外部記憶装置を制御
する外部記憶制御装置において、論理的に同一位置に記
録された各データを更新する場合に、結果的に更新デー
タの書込み動作を高速化することにある。
のチェックコードを記憶する複数の外部記憶装置を制御
する外部記憶制御装置において、論理的に同一位置に記
録された各データを更新する場合に、結果的に更新デー
タの書込み動作を高速化することにある。
【０００８】
【課題を解決するための手段】本発明は、複数のデータ
用外部記憶装置に対して論理的に同一位置の各データを
同時にリード／ライトし、かつ各データ用外部記憶装置
と論理的に同一構成のチェック用外部記憶装置に対して
各データに対応するエラー訂正用のチェックコードのリ
ード／ライトを制御する外部記憶制御装置において、更
新データおよび新たなチェックコードを一時的に格納す
るメモリ手段、更新データに基づいて新たなチェックコ
ードを生成するチェックコード生成手段、および新たな
チェックコードをチェック用外部記憶装置に格納し、か
つ更新データを各データ用外部記憶装置の更新対象の論
理的位置に格納するデータ書込み制御手段を有する装置
である。
用外部記憶装置に対して論理的に同一位置の各データを
同時にリード／ライトし、かつ各データ用外部記憶装置
と論理的に同一構成のチェック用外部記憶装置に対して
各データに対応するエラー訂正用のチェックコードのリ
ード／ライトを制御する外部記憶制御装置において、更
新データおよび新たなチェックコードを一時的に格納す
るメモリ手段、更新データに基づいて新たなチェックコ
ードを生成するチェックコード生成手段、および新たな
チェックコードをチェック用外部記憶装置に格納し、か
つ更新データを各データ用外部記憶装置の更新対象の論
理的位置に格納するデータ書込み制御手段を有する装置
である。
【０００９】
【作用】本発明では、データ書込み制御手段は、メモリ
手段に格納された更新データを各データ用外部記憶装置
の更新対象の論理的位置に格納する。かつ、チェックコ
ード生成手段により生成された新たなチェックコードを
データ用外部記憶装置のデータが記録された論理的位置
に対してチェックコードの新たなコードを生成し、書込
むまでの処理時間に応じた所定のアクセス時間だけ遅れ
たチェック用外部記憶装置の論理的位置に格納する。
手段に格納された更新データを各データ用外部記憶装置
の更新対象の論理的位置に格納する。かつ、チェックコ
ード生成手段により生成された新たなチェックコードを
データ用外部記憶装置のデータが記録された論理的位置
に対してチェックコードの新たなコードを生成し、書込
むまでの処理時間に応じた所定のアクセス時間だけ遅れ
たチェック用外部記憶装置の論理的位置に格納する。
【００１０】
【実施例】以下図面を参照して本発明の実施例を説明す
る。
る。
【００１１】図１は同実施例に係わる外部記憶システム
の構成を示すブロック図である。本システムは、コンピ
ュータの本体を構成するホストコンピュータ１、外部記
憶制御装置（コントローラ）２、複数のデータ用ディス
クドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎおよび複数のチェック用
ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍを有する。
の構成を示すブロック図である。本システムは、コンピ
ュータの本体を構成するホストコンピュータ１、外部記
憶制御装置（コントローラ）２、複数のデータ用ディス
クドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎおよび複数のチェック用
ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍを有する。
【００１２】データ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ
−ｎは、それぞれハードディスクからなる記録媒体を有
し、チェックコード以外のユーザデータ等のデータを格
納する外部記憶装置である。チェック用ディスクドライ
ブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍは、データ用ディスクドライブＤ
Ｄ−１〜ＤＤ−ｎと同一論理的構成を有し、各データに
対応するエラー訂正用のチェックコードを格納する外部
記憶装置である。
−ｎは、それぞれハードディスクからなる記録媒体を有
し、チェックコード以外のユーザデータ等のデータを格
納する外部記憶装置である。チェック用ディスクドライ
ブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍは、データ用ディスクドライブＤ
Ｄ−１〜ＤＤ−ｎと同一論理的構成を有し、各データに
対応するエラー訂正用のチェックコードを格納する外部
記憶装置である。
【００１３】コントローラ２はホストインターフェース
３を有し、ホストコンピュータ１に接続してデータ及び
コマンド等の交換を行なう。一方、コントローラ２は、
データ用ディスクインターフェース４−１〜４−ｎおよ
びチェック用ディスクインターフェース５−１〜５−ｍ
を有する。インターフェース４−１〜４−ｎは、それぞ
れデータ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎに接続
し、リード／ライトに応じたデータ交換を行なう。また
、インターフェース５−１〜５−ｍは、それぞれチェッ
ク用ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍに接続し、リ
ード／ライトに応じたチェックコードのデータ交換を行
なう。
３を有し、ホストコンピュータ１に接続してデータ及び
コマンド等の交換を行なう。一方、コントローラ２は、
データ用ディスクインターフェース４−１〜４−ｎおよ
びチェック用ディスクインターフェース５−１〜５−ｍ
を有する。インターフェース４−１〜４−ｎは、それぞ
れデータ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎに接続
し、リード／ライトに応じたデータ交換を行なう。また
、インターフェース５−１〜５−ｍは、それぞれチェッ
ク用ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍに接続し、リ
ード／ライトに応じたチェックコードのデータ交換を行
なう。
【００１４】また、コントローラ２は、コントローラ全
体の制御を行なうＣＰＵ６、ＣＰＵ６のデータ処理に必
要な各種データを格納するＲＡＭ７およびＣＰＵ６のデ
ータ処理の内容を決定するプログラムを格納したＲＯＭ
８を備えている。
体の制御を行なうＣＰＵ６、ＣＰＵ６のデータ処理に必
要な各種データを格納するＲＡＭ７およびＣＰＵ６のデ
ータ処理の内容を決定するプログラムを格納したＲＯＭ
８を備えている。
【００１５】ＣＰＵ６は、本発明のチェックコード生成
手段およびデータ書込み制御手段を含む制御手段であり
、マイクロプロセッサからなる。ＲＡＭ７はデータ用デ
ィスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎに対する更新データ
および読出しデータを格納し、かつチェック用ディスク
ドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍに対する新たなチェックコ
ードおよび読出しチェックコードを格納するリード／ラ
イトメモリである。なお、ＲＡＭ７の代わりに、ＣＰＵ
６の内部に設けられている複数のレジスタを使用しても
よい。 次に、同実施例の動作を説明する。
手段およびデータ書込み制御手段を含む制御手段であり
、マイクロプロセッサからなる。ＲＡＭ７はデータ用デ
ィスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎに対する更新データ
および読出しデータを格納し、かつチェック用ディスク
ドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍに対する新たなチェックコ
ードおよび読出しチェックコードを格納するリード／ラ
イトメモリである。なお、ＲＡＭ７の代わりに、ＣＰＵ
６の内部に設けられている複数のレジスタを使用しても
よい。 次に、同実施例の動作を説明する。
【００１６】先ず、基本的な動作として、コントローラ
２は、ホストコンピュータ１からのリード／ライトコマ
ンドに応じて、データ用ディスクドライブＤＤ−１〜Ｄ
Ｄ−ｎの同一論理的位置（論理セクタ）を同時にアクセ
スする。即ち、ＣＰＵ６は、ホストインターフェース３
を通じて、例えばホストコンピュータ１からのライトコ
マンドを受信すると、ホストコンピュータ１から転送さ
れた書込みデータを一時的にＲＡＭ７に格納する。ＣＰ
Ｕ６は、インターフェース４−１〜４−ｎを通じて、デ
ータ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎの同一論理
セクタをアクセスし、ＲＡＭ７に格納された各データを
書込む。即ち、図４に示すように、データ用ディスクド
ライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎの例えば各論理セクタＬに対
して、各データＤＬ を書込む。
２は、ホストコンピュータ１からのリード／ライトコマ
ンドに応じて、データ用ディスクドライブＤＤ−１〜Ｄ
Ｄ−ｎの同一論理的位置（論理セクタ）を同時にアクセ
スする。即ち、ＣＰＵ６は、ホストインターフェース３
を通じて、例えばホストコンピュータ１からのライトコ
マンドを受信すると、ホストコンピュータ１から転送さ
れた書込みデータを一時的にＲＡＭ７に格納する。ＣＰ
Ｕ６は、インターフェース４−１〜４−ｎを通じて、デ
ータ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎの同一論理
セクタをアクセスし、ＲＡＭ７に格納された各データを
書込む。即ち、図４に示すように、データ用ディスクド
ライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎの例えば各論理セクタＬに対
して、各データＤＬ を書込む。
【００１７】一方、ＣＰＵ６は、書込みデータＤＬ に
基づいてチェックコードＣＬ を生成し、インターフェ
ース５−１〜５−ｍを通じて、チェック用ディスクドラ
イブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍに格納する。このとき、図４に
示すように、チェックコードＣＬ は、データ用ディス
クドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎの論理セクタＬに対して
、Ｋセクタ数分だけ時間的に遅れた論理セクタ（Ｌ＋Ｋ
）の位置に格納される。
基づいてチェックコードＣＬ を生成し、インターフェ
ース５−１〜５−ｍを通じて、チェック用ディスクドラ
イブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍに格納する。このとき、図４に
示すように、チェックコードＣＬ は、データ用ディス
クドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎの論理セクタＬに対して
、Ｋセクタ数分だけ時間的に遅れた論理セクタ（Ｌ＋Ｋ
）の位置に格納される。
【００１８】ここで、各ディスクドライブ（ＤＤ−１〜
ＤＤ−ｎ、ＣＤ−１〜ＣＤ−ｍ）のディスク回転数をＲ
、各ディスクの１トラック内の論理セクタ数をＳとした
場合に、Ｋセクタ数分の遅れ時間Ｔは「Ｔ＝（Ｋ−１）
／（Ｒ×Ｓ）」となる。
ＤＤ−ｎ、ＣＤ−１〜ＣＤ−ｍ）のディスク回転数をＲ
、各ディスクの１トラック内の論理セクタ数をＳとした
場合に、Ｋセクタ数分の遅れ時間Ｔは「Ｔ＝（Ｋ−１）
／（Ｒ×Ｓ）」となる。
【００１９】即ち、データ用ディスクドライブＤＤ−１
〜ＤＤ−ｎの論理セクタＬに対してデータＤＬ をライ
ト（またはリード）した後に、そのデータに対応するチ
ェックコードＣＬ をチェック用ディスクドライブＣＤ
−１〜ＣＤ−ｍの論理セクタ（Ｌ＋Ｋ）に書込むまでに
は、遅れ時間Ｔが発生することになる。この遅れ時間Ｔ
は、ＣＰＵ６が新たなチェックコードを生成し、チェッ
ク用ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍに書込むまで
に必要な処理時間に相当する時間またはそれ以上の時間
になるように設定される。
〜ＤＤ−ｎの論理セクタＬに対してデータＤＬ をライ
ト（またはリード）した後に、そのデータに対応するチ
ェックコードＣＬ をチェック用ディスクドライブＣＤ
−１〜ＣＤ−ｍの論理セクタ（Ｌ＋Ｋ）に書込むまでに
は、遅れ時間Ｔが発生することになる。この遅れ時間Ｔ
は、ＣＰＵ６が新たなチェックコードを生成し、チェッ
ク用ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍに書込むまで
に必要な処理時間に相当する時間またはそれ以上の時間
になるように設定される。
【００２０】また、チェック用ディスクドライブＣＤ−
１〜ＣＤ−ｍに格納された各同一論理セクタのチェック
コード（例えばＣＬ ）は、データ用ディスクドライブ
ＤＤ−１〜ＤＤ−ｎの中で、所定のＥ台以下のドライブ
に対して同時にエラーを訂正することができる能力を有
するデータである。このような基本的条件において、デ
ータ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎに対するデ
ータの更新動作について説明する。
１〜ＣＤ−ｍに格納された各同一論理セクタのチェック
コード（例えばＣＬ ）は、データ用ディスクドライブ
ＤＤ−１〜ＤＤ−ｎの中で、所定のＥ台以下のドライブ
に対して同時にエラーを訂正することができる能力を有
するデータである。このような基本的条件において、デ
ータ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎに対するデ
ータの更新動作について説明する。
【００２１】図２のステップＳ１に示すように、ホスト
コンピュータ１からデータ更新のコマンドを受信すると
、ＣＰＵ６はデータ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ
−ｎの中で、更新すべきディスクドライブを検索する（
ステップＳ２）。この場合、更新対象のデータ用ディス
クドライブの台数が、同時にエラー訂正可能なＥ−１台
以下であるか否かにより、以下の処理が異なる。
コンピュータ１からデータ更新のコマンドを受信すると
、ＣＰＵ６はデータ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ
−ｎの中で、更新すべきディスクドライブを検索する（
ステップＳ２）。この場合、更新対象のデータ用ディス
クドライブの台数が、同時にエラー訂正可能なＥ−１台
以下であるか否かにより、以下の処理が異なる。
【００２２】Ｅ−１台以下の場合には（ステップＳ３の
ＹＥＳ）、ＣＰＵ６は、ホストコンピュータ１から転送
されてくる更新データを、ＲＡＭ７に一時的に格納する
（ステップＳ４）。ＣＰＵ６は、更新対象のデータ用デ
ィスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎの同一論理セクタに
対して、ＲＡＭ７に格納された更新データを書込み、旧
記録データを新しい書込みデータに更新する（ステップ
Ｓ５）。
ＹＥＳ）、ＣＰＵ６は、ホストコンピュータ１から転送
されてくる更新データを、ＲＡＭ７に一時的に格納する
（ステップＳ４）。ＣＰＵ６は、更新対象のデータ用デ
ィスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎの同一論理セクタに
対して、ＲＡＭ７に格納された更新データを書込み、旧
記録データを新しい書込みデータに更新する（ステップ
Ｓ５）。
【００２３】次に、ＣＰＵ６は、更新対象の論理セクタ
と同一セクタで、非更新対象の論理セクタをアクセスし
、各記録データを読出してＲＡＭ７に格納する（ステッ
プＳ６）。ＣＰＵ６は、ＲＡＭ７に格納した更新データ
と非更新対象の記録データとに基づいて、同一論理セク
タの全記録データに対応する新たなチェックコードを生
成し、チェック用ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍ
に格納する（ステップＳ１２、Ｓ１３）。
と同一セクタで、非更新対象の論理セクタをアクセスし
、各記録データを読出してＲＡＭ７に格納する（ステッ
プＳ６）。ＣＰＵ６は、ＲＡＭ７に格納した更新データ
と非更新対象の記録データとに基づいて、同一論理セク
タの全記録データに対応する新たなチェックコードを生
成し、チェック用ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍ
に格納する（ステップＳ１２、Ｓ１３）。
【００２４】このとき、図４に示すように、チェックコ
ードＣＬ は、データ用ディスクドライブＤＤ−１〜Ｄ
Ｄ−ｎの論理セクタＬに対して、Ｋセクタ数分だけ時間
的に遅れた論理セクタ（Ｌ＋Ｋ）の位置に格納される。 したがって、ＣＰＵ６が非更新対象のデータ用ディスク
ドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎをアクセスした時点から、
チェック用ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍの同一
論理セクタをアクセスするまでに、前記のように遅れ時
間Ｔがある。これにより、ＣＰＵ６はその遅れ時間Ｔを
利用して新たなチェックコードを生成し、チェック用デ
ィスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍの該当する論理セク
タに格納することができる。言い換えれば、非更新対象
のデータ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎをアク
セスしてから、連続的に新たなチェックコードを生成し
て格納できるため、結果的にチェックコードの生成処理
時間を大幅に短縮化することができる。
ードＣＬ は、データ用ディスクドライブＤＤ−１〜Ｄ
Ｄ−ｎの論理セクタＬに対して、Ｋセクタ数分だけ時間
的に遅れた論理セクタ（Ｌ＋Ｋ）の位置に格納される。 したがって、ＣＰＵ６が非更新対象のデータ用ディスク
ドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎをアクセスした時点から、
チェック用ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍの同一
論理セクタをアクセスするまでに、前記のように遅れ時
間Ｔがある。これにより、ＣＰＵ６はその遅れ時間Ｔを
利用して新たなチェックコードを生成し、チェック用デ
ィスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍの該当する論理セク
タに格納することができる。言い換えれば、非更新対象
のデータ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎをアク
セスしてから、連続的に新たなチェックコードを生成し
て格納できるため、結果的にチェックコードの生成処理
時間を大幅に短縮化することができる。
【００２５】一方、更新データを一度ＲＡＭ７に格納し
た後に、更新対象のデータ用ディスクドライブＤＤ−１
〜ＤＤ−ｎに格納する。このため、ＣＰＵ６が新たなチ
ェックコードを生成する場合に、更新対象および非更新
対象のデータ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎの
全論理セクタをアクセスする必要はなく、非更新対象の
論理セクタをアクセスするだけでよい。
た後に、更新対象のデータ用ディスクドライブＤＤ−１
〜ＤＤ−ｎに格納する。このため、ＣＰＵ６が新たなチ
ェックコードを生成する場合に、更新対象および非更新
対象のデータ用ディスクドライブＤＤ−１〜ＤＤ−ｎの
全論理セクタをアクセスする必要はなく、非更新対象の
論理セクタをアクセスするだけでよい。
【００２６】次に、更新対象のデータ用ディスクドライ
ブの台数がＥ台以上の場合には（ステップＳ３のＮＯ）
、ＣＰＵ６は、更新データをＲＡＭ７に格納した後に、
更新対象の全論理セクタをアクセスし、旧データを読出
してＲＡＭ７に格納する（ステップＳ７、Ｓ８）。 ＣＰＵ６は、ＲＡＭ７に格納した全論理セクタの旧デー
タのエラーチェックを行なう（ステップＳ９）。
ブの台数がＥ台以上の場合には（ステップＳ３のＮＯ）
、ＣＰＵ６は、更新データをＲＡＭ７に格納した後に、
更新対象の全論理セクタをアクセスし、旧データを読出
してＲＡＭ７に格納する（ステップＳ７、Ｓ８）。 ＣＰＵ６は、ＲＡＭ７に格納した全論理セクタの旧デー
タのエラーチェックを行なう（ステップＳ９）。
【００２７】このエラーチェックにより、旧データにエ
ラーがある場合には（ステップＳ１０のＹＥＳ）、ＣＰ
Ｕ６は、チェック用ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−
ｍの該当する論理セクタからチェックコードを読出し、
エラーの発生した旧データを訂正する処理を実行する（
ステップＳ１１）。
ラーがある場合には（ステップＳ１０のＹＥＳ）、ＣＰ
Ｕ６は、チェック用ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−
ｍの該当する論理セクタからチェックコードを読出し、
エラーの発生した旧データを訂正する処理を実行する（
ステップＳ１１）。
【００２８】旧データにエラーが無い場合には（ステッ
プＳ１０のＮＯ）、ＣＰＵ６は、ＲＡＭ７に格納した更
新データと旧データとに基づいて、同一論理セクタの全
記録データに対応する新たなチェックコードを生成し、
チェック用ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍの該当
する論理セクタに格納する（ステップＳ１２、Ｓ１３）
。この後、ＣＰＵ６は、前記遅れ時間Ｔに相当する時間
だけ待機して、更新対象のデータ用ディスクドライブＤ
Ｄ−１〜ＤＤ−ｎの更新対象の論理セクタをアクセスし
、ＲＡＭ７に格納した更新データを書込む処理を実行す
る。
プＳ１０のＮＯ）、ＣＰＵ６は、ＲＡＭ７に格納した更
新データと旧データとに基づいて、同一論理セクタの全
記録データに対応する新たなチェックコードを生成し、
チェック用ディスクドライブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍの該当
する論理セクタに格納する（ステップＳ１２、Ｓ１３）
。この後、ＣＰＵ６は、前記遅れ時間Ｔに相当する時間
だけ待機して、更新対象のデータ用ディスクドライブＤ
Ｄ−１〜ＤＤ−ｎの更新対象の論理セクタをアクセスし
、ＲＡＭ７に格納した更新データを書込む処理を実行す
る。
【００２９】このようにして、チェック用ディスクドラ
イブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍのチェックコードにより、一度
にエラー訂正を行なうことが不可能なＥ台以上の場合に
は、更新対象の全論理セクタをアクセスし、旧データを
読出してＲＡＭ７に格納する処理を実行する。この後に
、エラーの発生した旧データが存在すれば、該当する論
理セクタからチェックコードを読出し、エラー訂正処理
を実行することになる。
イブＣＤ−１〜ＣＤ−ｍのチェックコードにより、一度
にエラー訂正を行なうことが不可能なＥ台以上の場合に
は、更新対象の全論理セクタをアクセスし、旧データを
読出してＲＡＭ７に格納する処理を実行する。この後に
、エラーの発生した旧データが存在すれば、該当する論
理セクタからチェックコードを読出し、エラー訂正処理
を実行することになる。
【００３０】
【発明の効果】以上詳述したように本発明によれば、デ
ータ及びエラー訂正用のチェックコードを記憶する複数
の外部記憶装置を制御する外部記憶制御装置において、
論理的に同一位置に記録された各データを更新する場合
に、更新対象の旧データを読出すことなく、更新データ
を更新対象の各装置の同一位置に書込むことができる。 この場合、更新データと非更新対象のデータに基づいて
、連続的に新たなチェックコードを生成して格納できる
。したがって、結果的に更新データの書込み動作の高速
化を図ることができる。
ータ及びエラー訂正用のチェックコードを記憶する複数
の外部記憶装置を制御する外部記憶制御装置において、
論理的に同一位置に記録された各データを更新する場合
に、更新対象の旧データを読出すことなく、更新データ
を更新対象の各装置の同一位置に書込むことができる。 この場合、更新データと非更新対象のデータに基づいて
、連続的に新たなチェックコードを生成して格納できる
。したがって、結果的に更新データの書込み動作の高速
化を図ることができる。
【図１】本発明の実施例に係わる外部記憶システムの要
部を示すブロック図。
部を示すブロック図。
【図２】同実施例の動作を説明するためのフローチャー
ト。
ト。
【図３】同実施例の動作を説明するためのフローチャー
ト。
ト。
【図４】同実施例の動作を説明するための概念図。
１…ホストコンピュータ、２…コントローラ、６…ＣＰ
Ｕ、７…ＲＡＭ、ＤＤ−１〜ＤＤ−ｎ…データ用ディス
クドライブ、ＣＤ−１〜ＣＤ−ｍ…チェック用ディスク
ドライブ。
Ｕ、７…ＲＡＭ、ＤＤ−１〜ＤＤ−ｎ…データ用ディス
クドライブ、ＣＤ−１〜ＣＤ−ｍ…チェック用ディスク
ドライブ。
Claims (1)
- 【請求項１】 複数のデータ用外部記憶装置に対して
論理的に同一位置の各データを同時にリード／ライトし
、かつ前記各データ用外部記憶装置と論理的に同一構成
のチェック用外部記憶装置に対して前記各データに対応
するエラー訂正用のチェックコードのリード／ライトを
制御する外部記憶制御装置において、前記各データの一
部または全部を更新するための更新データおよび新たな
チェックコードを一時的に格納するためのメモリ手段と
、このメモリ手段に格納された更新データのみ又は前記
更新データと前記各データ用外部記憶装置から読出した
非更新データの両データを使用して新たなチェックコー
ドを生成し、前記メモリ手段に格納するチェックコード
生成手段と、前記メモリ手段に格納された更新データを
前記各データ用外部記憶装置の更新対象の論理的位置に
格納し、かつ前記チェックコード生成手段により生成さ
れた前記新たなチェックコードを前記データ用外部記憶
装置のデータが記録された論理的位置に対して前記チェ
ックコードの新たなコードを生成し書込むまでの処理時
間に応じた所定のアクセス時間だけ遅れた前記チェック
用外部記憶装置の論理的位置に格納するデータ書込み制
御手段とを具備したことを特徴とする外部記憶制御装置
。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP3076282A JPH04311217A (ja) | 1991-04-09 | 1991-04-09 | 外部記憶制御装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP3076282A JPH04311217A (ja) | 1991-04-09 | 1991-04-09 | 外部記憶制御装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04311217A true JPH04311217A (ja) | 1992-11-04 |
Family
ID=13600938
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP3076282A Withdrawn JPH04311217A (ja) | 1991-04-09 | 1991-04-09 | 外部記憶制御装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH04311217A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2008158832A (ja) * | 2006-12-25 | 2008-07-10 | Fujitsu Ltd | ブロックデータの部分更新装置、ブロックデータの部分更新方法、およびブロックデータの部分更新プログラム |
-
1991
- 1991-04-09 JP JP3076282A patent/JPH04311217A/ja not_active Withdrawn
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2008158832A (ja) * | 2006-12-25 | 2008-07-10 | Fujitsu Ltd | ブロックデータの部分更新装置、ブロックデータの部分更新方法、およびブロックデータの部分更新プログラム |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A300 | Application deemed to be withdrawn because no request for examination was validly filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A300 Effective date: 19980711 |