JPH0573217A - レコードの書き込み更新方法、単一パスアクセス保証方法、及びシステム - Google Patents
レコードの書き込み更新方法、単一パスアクセス保証方法、及びシステムInfo
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- JPH0573217A JPH0573217A JP4003351A JP335192A JPH0573217A JP H0573217 A JPH0573217 A JP H0573217A JP 4003351 A JP4003351 A JP 4003351A JP 335192 A JP335192 A JP 335192A JP H0573217 A JPH0573217 A JP H0573217A
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- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
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- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
- G11B20/1833—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs by adding special lists or symbols to the coded information
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- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
- G06F3/0668—Interfaces specially adapted for storage systems adopting a particular infrastructure
- G06F3/0671—In-line storage system
- G06F3/0673—Single storage device
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- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Quality & Reliability (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Human Computer Interaction (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Detection And Correction Of Errors (AREA)
- Television Signal Processing For Recording (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 データが可変長フォーマットで記憶される小
規模トラック読み出し書き込み操作に適した、Ｎ個のＤ
ＡＳＤアレイ内の選択されたＤＡＳＤへの単一パスアク
セスを保証する。 【構成】 Ｄ３が５バイト長であるＤＡＳＤ１のＤ３を
更新することが好ましいと仮定する。Ｄ３はＤＡＳＤ１
より読み出され、Ｄ８はＤＡＳＤＮより読み出される。
フィールドＤ８はＤ８最後の５バイトの値を変えること
によって更新される。つまりＤ３の新旧の値と、Ｄ８の
最後の５バイトの古い値との排他的オアをとることによ
って決定される。Ｄ８の更新された値とＤ３の新たな値
は、ＤＡＳＤの後方に書き込まれる。
規模トラック読み出し書き込み操作に適した、Ｎ個のＤ
ＡＳＤアレイ内の選択されたＤＡＳＤへの単一パスアク
セスを保証する。 【構成】 Ｄ３が５バイト長であるＤＡＳＤ１のＤ３を
更新することが好ましいと仮定する。Ｄ３はＤＡＳＤ１
より読み出され、Ｄ８はＤＡＳＤＮより読み出される。
フィールドＤ８はＤ８最後の５バイトの値を変えること
によって更新される。つまりＤ３の新旧の値と、Ｄ８の
最後の５バイトの古い値との排他的オアをとることによ
って決定される。Ｄ８の更新された値とＤ３の新たな値
は、ＤＡＳＤの後方に書き込まれる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、データが可変長フォー
マット（カウントキーデータ方式）で記憶され、多くの
転送が小さいかバーストになる複数の直接アクセス記憶
装置（ＤＡＳＤ）アレイにアクセスするための方法と手
段に関する。他の同期転送群における全てより少ないア
レイＤＡＳＤがアクセスされるとき、小転送（読み出し
／書き込み動作）が発生する。
マット（カウントキーデータ方式）で記憶され、多くの
転送が小さいかバーストになる複数の直接アクセス記憶
装置（ＤＡＳＤ）アレイにアクセスするための方法と手
段に関する。他の同期転送群における全てより少ないア
レイＤＡＳＤがアクセスされるとき、小転送（読み出し
／書き込み動作）が発生する。
【０００２】
【従来の技術】固定長レコード等に関するＤＡＳＤアレイデータ率と同
時処理のチューニング ブレイディ(Brady) 他の1990年５月24日出願の米国特許
出願第０７／５２８、９９９号では、ブロックデータ
（固定等長エクステント（範囲）におけるデータ）を記
憶するＮ個の同期型ＤＡＳＤのアレイにアクセスする方
法と手段を述べている。アレイはアクセスするＣＰＵに
とって、各トラック長がＮ＊単一ＤＡＳＤ物理トラック
長であった仮想ＤＡＳＤとして見られる。データ率は
（Ｎ−１）＊単一装置率に等しかった。モデルは単一Ｄ
ＡＳＤ（パリティＤＡＳＤもしくは相当するスペース）
が単一ＤＡＳＤが故障した場合、データの再生成を容易
にすると仮定した。
時処理のチューニング ブレイディ(Brady) 他の1990年５月24日出願の米国特許
出願第０７／５２８、９９９号では、ブロックデータ
（固定等長エクステント（範囲）におけるデータ）を記
憶するＮ個の同期型ＤＡＳＤのアレイにアクセスする方
法と手段を述べている。アレイはアクセスするＣＰＵに
とって、各トラック長がＮ＊単一ＤＡＳＤ物理トラック
長であった仮想ＤＡＳＤとして見られる。データ率は
（Ｎ−１）＊単一装置率に等しかった。モデルは単一Ｄ
ＡＳＤ（パリティＤＡＳＤもしくは相当するスペース）
が単一ＤＡＳＤが故障した場合、データの再生成を容易
にすると仮定した。
【０００３】この米国特許では、固定ブロックを物理ア
レイに記憶する繰り返しパターンに関する単一パラメー
タは、データ率と同時処理（独立した同時処理のアクセ
ス数）を「チューニングする」ために使用されうること
が発見されている。
レイに記憶する繰り返しパターンに関する単一パラメー
タは、データ率と同時処理（独立した同時処理のアクセ
ス数）を「チューニングする」ために使用されうること
が発見されている。
【０００４】ＣＰＵ／アレイデータ率はＮ個のＤＡＳＤ
のＮ個の対物理トラックからＮ個のブロックを一度にア
クセスすることで最大限にされ、アクセスブロックは、
１からＮ、（Ｎ＋１）から２Ｎ、（２Ｎ＋１）から３
Ｎ、．．．｛（Ｋ−１）Ｎ＋１｝からＫＮの、繰り返し
間隔をもつＫ＊Ｎ個の連続固定ブロックの論理レコード
の一部を形成した。各物理トラックはＫ個のブロックま
での容量を備えていた。このＮ個のブロックを一度に横
切る設置は、Ｎの繰り返し間隔をもつ「アレイ列優先
順」と名付けられた。勿論、全Ｎ個のＤＡＳＤが同じ処
理でアクセスされていたため、一度に１トランザクショ
ンしか処理されなかった。
のＮ個の対物理トラックからＮ個のブロックを一度にア
クセスすることで最大限にされ、アクセスブロックは、
１からＮ、（Ｎ＋１）から２Ｎ、（２Ｎ＋１）から３
Ｎ、．．．｛（Ｋ−１）Ｎ＋１｝からＫＮの、繰り返し
間隔をもつＫ＊Ｎ個の連続固定ブロックの論理レコード
の一部を形成した。各物理トラックはＫ個のブロックま
での容量を備えていた。このＮ個のブロックを一度に横
切る設置は、Ｎの繰り返し間隔をもつ「アレイ列優先
順」と名付けられた。勿論、全Ｎ個のＤＡＳＤが同じ処
理でアクセスされていたため、一度に１トランザクショ
ンしか処理されなかった。
【０００５】連続ブロックが、繰り返し間隔をＫ個のブ
ロックとし、対ｂ＜Ｎ個のＤＡＳＤのトラックに沿って
レイアウトされたとき同時処理は改良された。即ち、第
１のＤＡＳＤの第１トラックがブロック１からＫを記憶
する。第２のＤＡＳＤの対トラックがブロックＫ＋１か
ら２Ｋを記憶する。ｂ番目のＤＡＳＤの対トラックは
（ｂ−１）Ｋ＋１からｂＫのブロックを記憶する。トラ
ック方向へのブロックのレイアウトは「アレイ行優先
順」と名付けられた。結果として、アレイはそれぞれｂ
個とＮ−ｂ個のＤＡＳＤの２群に区分されることが可能
になった。各群は独立同時処理してアクセスされること
が可能になった。
ロックとし、対ｂ＜Ｎ個のＤＡＳＤのトラックに沿って
レイアウトされたとき同時処理は改良された。即ち、第
１のＤＡＳＤの第１トラックがブロック１からＫを記憶
する。第２のＤＡＳＤの対トラックがブロックＫ＋１か
ら２Ｋを記憶する。ｂ番目のＤＡＳＤの対トラックは
（ｂ−１）Ｋ＋１からｂＫのブロックを記憶する。トラ
ック方向へのブロックのレイアウトは「アレイ行優先
順」と名付けられた。結果として、アレイはそれぞれｂ
個とＮ−ｂ個のＤＡＳＤの２群に区分されることが可能
になった。各群は独立同時処理してアクセスされること
が可能になった。
【０００６】ブレイディ他の解法は、（ａ）行優先順係
数（モジュラス）を用いてアレイにブロックをフォーマ
ット化すること、及び（ｂ）アレイ上に大小のアクセス
要求のランダムシーケンスを実行することを含んでい
た。
数（モジュラス）を用いてアレイにブロックをフォーマ
ット化すること、及び（ｂ）アレイ上に大小のアクセス
要求のランダムシーケンスを実行することを含んでい
た。
【０００７】更に包括的に述べると、ブレイディの方法
は（ａ）Ｍがクローズド（閉）間隔（１、Ｋ）にあり、
Ｍを法とする行優先順とＭ＊Ｎを法とする列優先順での
アレイに、論理ファイルのＫ＊Ｎブロックをフォーマッ
トし、（ｂ）Ｎ個のＤＡＳＤアレイ上への大小アクセス
要求を実行し、それにより所定のＭに対する最大データ
率を達成するために転送されるブロックの最小数Ｘがク
ローズド間隔（（Ｎ−１、（Ｎ−１）Ｋ）に存在し、後
者の間隔のエンドポイントがそれぞれＭ＝１及びＭ＝Ｋ
により定義されることを含んでいた。
は（ａ）Ｍがクローズド（閉）間隔（１、Ｋ）にあり、
Ｍを法とする行優先順とＭ＊Ｎを法とする列優先順での
アレイに、論理ファイルのＫ＊Ｎブロックをフォーマッ
トし、（ｂ）Ｎ個のＤＡＳＤアレイ上への大小アクセス
要求を実行し、それにより所定のＭに対する最大データ
率を達成するために転送されるブロックの最小数Ｘがク
ローズド間隔（（Ｎ−１、（Ｎ−１）Ｋ）に存在し、後
者の間隔のエンドポイントがそれぞれＭ＝１及びＭ＝Ｋ
により定義されることを含んでいた。
【０００８】数値集約計算、トランザクション処理、及
び長短読み出し書き込み 当事者らが容易に真価を認めたように、ブレイディ他の
方法は高いデータ率を数値集約計算（ＮＩＣ）と等しい
と明確に定義した。更に同時処理をトランザクション処
理と等しいと定義した。
び長短読み出し書き込み 当事者らが容易に真価を認めたように、ブレイディ他の
方法は高いデータ率を数値集約計算（ＮＩＣ）と等しい
と明確に定義した。更に同時処理をトランザクション処
理と等しいと定義した。
【０００９】ＮＩＣにおいて、ＣＰＵは迅速なアクセ
ス、高い容量、中間結果記憶領域、即ち、ＤＡＳＤアレ
イ、により長い文字数字の列から形成された大メッセー
ジを順次アクセスし処理する。またＣＰＵは再帰的より
むしろ反復的アルゴリズムを頻繁に用いる。２種類のア
ルゴリズムは共に、同一のあるいは同様の部分的結果の
列を繰り返し順次参照し再参照するだろうが、一方反復
ベースの計算は全計算にまで広がるデータアクセスエラ
ーを発生させる傾向が少ない。従って、アクセスエラー
も、長く複雑なＣＰＵ／アレイ交換の中断や繰り返しを
行うよりもむしろ、システムやアプリケーションの選択
の問題として無視されよう。本議論の他のもう１つのア
プローチは巡回エラー符号よりもむしろブロックの使用
である。この場合ＣＰＵは影響を受けたデータブロック
のみを再生せねばならない。
ス、高い容量、中間結果記憶領域、即ち、ＤＡＳＤアレ
イ、により長い文字数字の列から形成された大メッセー
ジを順次アクセスし処理する。またＣＰＵは再帰的より
むしろ反復的アルゴリズムを頻繁に用いる。２種類のア
ルゴリズムは共に、同一のあるいは同様の部分的結果の
列を繰り返し順次参照し再参照するだろうが、一方反復
ベースの計算は全計算にまで広がるデータアクセスエラ
ーを発生させる傾向が少ない。従って、アクセスエラー
も、長く複雑なＣＰＵ／アレイ交換の中断や繰り返しを
行うよりもむしろ、システムやアプリケーションの選択
の問題として無視されよう。本議論の他のもう１つのア
プローチは巡回エラー符号よりもむしろブロックの使用
である。この場合ＣＰＵは影響を受けたデータブロック
のみを再生せねばならない。
【００１０】トランザクションはデータの完全性と回復
性を保証するため、ランダム記憶参照と原子操作によっ
て特徴づけられる。そうした処理は、典型的に自動銀行
窓口機やスーパーマーケットの勘定台等で発生する人間
対機械の小さい／短いメッセージの会話形交換を含む。
そのような個々に処理されたシングルスレッド計算の純
粋なボリュームが、アクセス要求の同時処理を中間結果
記憶領域（ＤＡＳＤアレイ）に課している。即ち、でき
るだけ多くのトランザクションをほぼ同時に処理する必
要がある。
性を保証するため、ランダム記憶参照と原子操作によっ
て特徴づけられる。そうした処理は、典型的に自動銀行
窓口機やスーパーマーケットの勘定台等で発生する人間
対機械の小さい／短いメッセージの会話形交換を含む。
そのような個々に処理されたシングルスレッド計算の純
粋なボリュームが、アクセス要求の同時処理を中間結果
記憶領域（ＤＡＳＤアレイ）に課している。即ち、でき
るだけ多くのトランザクションをほぼ同時に処理する必
要がある。
【００１１】ＤＡＳＤアレイから可変長データをアクセ
スする局面 データの有効な部分は可変長フォーマットのＤＡＳＤ記
憶領域にある。ＩＢＭＳ／３７０ ＣＰＵ及び付属の外
部記憶装置に用いられる１つの統括は、周知のＭＶＳオ
ペレーティングシステムの下で作動しているカウント／
キー／データ、即ち、ＣＫＤとして知られている。この
統括において、各レコードは固定長カウントフィールド
と固定長キーフィールド、可変長データフィールドから
成る。カウントフィールドはデータフィールドの長さを
定義する一方、キーフィールドはレコード識別（ＩＤ）
として役立っている。ＤＡＳＤに記録されたフィールド
は、システムが次のフィールドを扱う準備中、時間間隔
を定義するスペースやギャップによってトラック上で区
切られる。
スする局面 データの有効な部分は可変長フォーマットのＤＡＳＤ記
憶領域にある。ＩＢＭＳ／３７０ ＣＰＵ及び付属の外
部記憶装置に用いられる１つの統括は、周知のＭＶＳオ
ペレーティングシステムの下で作動しているカウント／
キー／データ、即ち、ＣＫＤとして知られている。この
統括において、各レコードは固定長カウントフィールド
と固定長キーフィールド、可変長データフィールドから
成る。カウントフィールドはデータフィールドの長さを
定義する一方、キーフィールドはレコード識別（ＩＤ）
として役立っている。ＤＡＳＤに記録されたフィールド
は、システムが次のフィールドを扱う準備中、時間間隔
を定義するスペースやギャップによってトラック上で区
切られる。
【００１２】物理ＤＡＳＤトラック以上に広がるデータ
フィールドをもつレコードは、ＣＰＵにおいて、適当な
ポインタやオペレーティングシステムの記憶装置やファ
イル管理部分に保全された他の連係する規定を備えるい
くつかのより小さいレコードへと再フォーマット化され
る。同様に、トラックは種々の長さの多くの小規模レコ
ードを記憶するであろう。これは、ファイルのさまざま
な長さのレコードを読み出し、書き込み、更新すること
が、固定ブロックを含むより更に複雑な操作になること
を導いている。
フィールドをもつレコードは、ＣＰＵにおいて、適当な
ポインタやオペレーティングシステムの記憶装置やファ
イル管理部分に保全された他の連係する規定を備えるい
くつかのより小さいレコードへと再フォーマット化され
る。同様に、トラックは種々の長さの多くの小規模レコ
ードを記憶するであろう。これは、ファイルのさまざま
な長さのレコードを読み出し、書き込み、更新すること
が、固定ブロックを含むより更に複雑な操作になること
を導いている。
【００１３】書き込み更新及びパリティ パッターソン（Patterson)他は、”ACM SIGMOD 会議,
Chicago Illinois, １９８８年６月１−３日”の、「安
価ディスクの冗長アレイ問題（A Case for Re-dundant
Arrays of Inexpensive Disks (RAID)) 」において、物
理トラックマッピングへの論理レコードを論じた。また
彼は反射したＤＡＳＤとハミングエラー訂正符号の符号
化を防いで、ブロックをＤＡＳＤアレイに列優先順で記
憶することに言及した。これは大小のアクセス要求を収
容するデータ率をもつためであった。最後に、パッター
ソンは新たなパリティの計算を古いデータ、新たなデー
タ、及び古いパリティの排他的オアをとるとして記述し
ている。後者は、１個のＤＡＳＤの１ブロックの更新を
必要とするだけならば、Ｎ個のＤＡＳＤをアクセスする
必要がないと指示するため重要であった。ブレイディ他
に指摘されたように、影響を受けたデータと関係情報を
含むパリティＤＡＳＤのみがアクセスされる必要があ
る。
Chicago Illinois, １９８８年６月１−３日”の、「安
価ディスクの冗長アレイ問題（A Case for Re-dundant
Arrays of Inexpensive Disks (RAID)) 」において、物
理トラックマッピングへの論理レコードを論じた。また
彼は反射したＤＡＳＤとハミングエラー訂正符号の符号
化を防いで、ブロックをＤＡＳＤアレイに列優先順で記
憶することに言及した。これは大小のアクセス要求を収
容するデータ率をもつためであった。最後に、パッター
ソンは新たなパリティの計算を古いデータ、新たなデー
タ、及び古いパリティの排他的オアをとるとして記述し
ている。後者は、１個のＤＡＳＤの１ブロックの更新を
必要とするだけならば、Ｎ個のＤＡＳＤをアクセスする
必要がないと指示するため重要であった。ブレイディ他
に指摘されたように、影響を受けたデータと関係情報を
含むパリティＤＡＳＤのみがアクセスされる必要があ
る。
【００１４】同時処理及び単一パスは数々の含意をもつ 明らかに、ｂ個とＮ−ｂ個のＤＡＳＤの２区分はそれぞ
れのアプリケーションによって同時にアクセスされう
る。しかしながら、区分内のＤＡＳＤのアームがデータ
とパリティトラックとに異なって位置づけられるため、
同時処理即ち、より正確には、位置づけ、読み出し、又
は書き込む素子の同期がない。
れのアプリケーションによって同時にアクセスされう
る。しかしながら、区分内のＤＡＳＤのアームがデータ
とパリティトラックとに異なって位置づけられるため、
同時処理即ち、より正確には、位置づけ、読み出し、又
は書き込む素子の同期がない。
【００１５】この明細書において用いられる用語「単一
パス」は、所定の終了効果あるいは結果を果たすために
必要な全操作が実行される間の間隔を意味する。この用
語は単一ＤＡＳＤトラック回転を内包していない。
パス」は、所定の終了効果あるいは結果を果たすために
必要な全操作が実行される間の間隔を意味する。この用
語は単一ＤＡＳＤトラック回転を内包していない。
【００１６】
【発明が解決しようとする課題】従って本発明の目的
は、特にデータが可変長フォーマットに記録される小規
模トラック読み出し書き込み操作に適した、Ｎ個のＤＡ
ＳＤのアレイ内の選択されたＤＡＳＤへの単一パスアク
セスを保証するための方法と手段を考案することであ
る。
は、特にデータが可変長フォーマットに記録される小規
模トラック読み出し書き込み操作に適した、Ｎ個のＤＡ
ＳＤのアレイ内の選択されたＤＡＳＤへの単一パスアク
セスを保証するための方法と手段を考案することであ
る。
【００１７】
【課題を解決するための手段と作用】前述の目的は、可
変長レコードのバイトオフセットと、Ｎ−１個の他のＤ
ＡＳＤを横切る同一のトラックに記憶されたデータのバ
イトレベルパリティイメージのバイトオフセット間との
相互関係を利用する方法と手段によって満足される。
変長レコードのバイトオフセットと、Ｎ−１個の他のＤ
ＡＳＤを横切る同一のトラックに記憶されたデータのバ
イトレベルパリティイメージのバイトオフセット間との
相互関係を利用する方法と手段によって満足される。
【００１８】本発明の方法は、Ｎ個のＤＡＳＤのアレイ
のＤＡＳＤトラックに行優先順で記憶される可変長フォ
ーマット化された（カウント、キー、及びデータ）レコ
ードの中の選択フィールドを書き込み更新する。その方
法と手段は、レコードのバイトレベル排他的オアの単純
パリティイメージを、Ｎ−１個のＤＡＳＤを横切る各ｉ
番目のトラックから物理的に記録されたとして生成し、
前記イメージを第Ｎ番目のＤＡＳＤの第ｉ番目のトラッ
クに可変長レコードとして記憶する工程／要素からな
る。
のＤＡＳＤトラックに行優先順で記憶される可変長フォ
ーマット化された（カウント、キー、及びデータ）レコ
ードの中の選択フィールドを書き込み更新する。その方
法と手段は、レコードのバイトレベル排他的オアの単純
パリティイメージを、Ｎ−１個のＤＡＳＤを横切る各ｉ
番目のトラックから物理的に記録されたとして生成し、
前記イメージを第Ｎ番目のＤＡＳＤの第ｉ番目のトラッ
クに可変長レコードとして記憶する工程／要素からな
る。
【００１９】本発明の方法は更に、選択されたＤＡＳＤ
への書き込み要求に応じて次のステップよりなる。 （１）選択されたＤＡＳＤの第ｉ番目のトラックに更新
されるべきレコードと、第Ｎ番目のＤＡＳＤの第ｉ番目
のトラックのパリティレコード内のレコード識別とのバ
イト位置オフセット同期を設定する。 （２）前記レコードを選択されたＤＡＳＤと第Ｎ番目の
ＤＡＳＤから入手し更新する。 （３）更新データとパリティレコードをそれぞれ選択さ
れた及び第Ｎ番目のＤＡＳＤの第ｉ番目のトラックに書
き換える。
への書き込み要求に応じて次のステップよりなる。 （１）選択されたＤＡＳＤの第ｉ番目のトラックに更新
されるべきレコードと、第Ｎ番目のＤＡＳＤの第ｉ番目
のトラックのパリティレコード内のレコード識別とのバ
イト位置オフセット同期を設定する。 （２）前記レコードを選択されたＤＡＳＤと第Ｎ番目の
ＤＡＳＤから入手し更新する。 （３）更新データとパリティレコードをそれぞれ選択さ
れた及び第Ｎ番目のＤＡＳＤの第ｉ番目のトラックに書
き換える。
【００２０】言い換えると、単一パスにおける書き込み
更新は、データを変更し書き換えることと同期するパリ
ティを変更し書き換えることによって得られる。即ち、
データと関連するパリティは等価の仮想ＤＡＳＤにおけ
るバイトオフセットによってアクセスされる。次に、デ
ータとパリティはそれぞれ同期様式で選択された及び第
Ｎ番目のＤＡＳＤに再計算及び書き換えされる。
更新は、データを変更し書き換えることと同期するパリ
ティを変更し書き換えることによって得られる。即ち、
データと関連するパリティは等価の仮想ＤＡＳＤにおけ
るバイトオフセットによってアクセスされる。次に、デ
ータとパリティはそれぞれ同期様式で選択された及び第
Ｎ番目のＤＡＳＤに再計算及び書き換えされる。
【００２１】パリティイメージは異なったＤＡＳＤを横
切って分散されるため、「パリティＤＡＳＤ」等は存在
しない。例えば、Ｎ＝１０個のＤＡＳＤのアレイのと
き、ＤＡＳＤ１−９のからの第ｉ番目のトラックのイメ
ージはＤＡＳＤ１０に記憶されるが、ＤＡＳＤ２−１０
上の第ｉ＋１番目のトラックのイメージはＤＡＳＤ１に
記憶されるだろう。
切って分散されるため、「パリティＤＡＳＤ」等は存在
しない。例えば、Ｎ＝１０個のＤＡＳＤのアレイのと
き、ＤＡＳＤ１−９のからの第ｉ番目のトラックのイメ
ージはＤＡＳＤ１０に記憶されるが、ＤＡＳＤ２−１０
上の第ｉ＋１番目のトラックのイメージはＤＡＳＤ１に
記憶されるだろう。
【００２２】また、イメージが単一イメージトラックの
代わりに２イメージトラックに記憶される、パリティイ
メージのフルトラック読み出しは避けられるだろう。
代わりに２イメージトラックに記憶される、パリティイ
メージのフルトラック読み出しは避けられるだろう。
【００２３】
【実施例】ＤＡＳＤアレイの論理的かつ物理的局面 図１に関して、先行技術に従ってＮ個のＤＡＳＤの同期
的アレイが描写されている。このアレイにおいて記録さ
れたもののブロックは、共に係属中のブレイディ他の出
願による方法で、第Ｎ番目のＤＡＳＤが常にパリティブ
ロックを含む列優先順に書き込まれている。好都合に
も、データ率は単一ＤＡＳＤの転送率のＮ−１倍に増加
され、大規模読み出し書き込みが含まれる用途を発見し
ている。
的アレイが描写されている。このアレイにおいて記録さ
れたもののブロックは、共に係属中のブレイディ他の出
願による方法で、第Ｎ番目のＤＡＳＤが常にパリティブ
ロックを含む列優先順に書き込まれている。好都合に
も、データ率は単一ＤＡＳＤの転送率のＮ−１倍に増加
され、大規模読み出し書き込みが含まれる用途を発見し
ている。
【００２４】図２に関して、ＣＰＵ１がチャネル３、ア
レイコントローラ５及びキャッシュ１３を含むパスを介
してＤＡＳＤ１からＮにアクセスすることを示してい
る。コントローラ５は操作的に同期を確保し、コントロ
ールパス７を介してＤＡＳＤ１からＮの間にアクセスす
る。アクセスに応じて、データのＮバイトはデータパス
１５を介してキャッシュ１３に並行に交換されうる。同
様に、データはバイトによりコントローラ５とパス３を
経由して制御パス９、及びデータパス１１を介してＣＰ
Ｕ１とキャッシュ１３間で直列的に交換されうる。
レイコントローラ５及びキャッシュ１３を含むパスを介
してＤＡＳＤ１からＮにアクセスすることを示してい
る。コントローラ５は操作的に同期を確保し、コントロ
ールパス７を介してＤＡＳＤ１からＮの間にアクセスす
る。アクセスに応じて、データのＮバイトはデータパス
１５を介してキャッシュ１３に並行に交換されうる。同
様に、データはバイトによりコントローラ５とパス３を
経由して制御パス９、及びデータパス１１を介してＣＰ
Ｕ１とキャッシュ１３間で直列的に交換されうる。
【００２５】行と列優先順における先行技術の固定ブロ
ックフォーマット キャッシュ１３のアレイへの設置は、ＣＰＵ１によって
見られる記憶装置の視点を変更する。このキャッシュ
は、論理シリンダを編成する１かそれ以上の論理トラッ
クをもつブロック編成論理ＤＡＳＤでの、情報をアクセ
スするＣＰＵ１を実行する任意のアプリケーションを平
滑にし容易にする。平滑さは、キャッシュがＣＰＵ／キ
ャッシュインタフェースからキャッシュ／アレイ対話を
減結合する、特殊なバッファとしての作動より生じる。
即ち、ＤＡＳＤのアレイへのキャッシュ基準率（レー
ト）が、少なくともランダム（非連続）アクセスのキャ
ッシュへのＣＰＵ基準率より非常に低いためデータ率の
ギャップを減少する。
ックフォーマット キャッシュ１３のアレイへの設置は、ＣＰＵ１によって
見られる記憶装置の視点を変更する。このキャッシュ
は、論理シリンダを編成する１かそれ以上の論理トラッ
クをもつブロック編成論理ＤＡＳＤでの、情報をアクセ
スするＣＰＵ１を実行する任意のアプリケーションを平
滑にし容易にする。平滑さは、キャッシュがＣＰＵ／キ
ャッシュインタフェースからキャッシュ／アレイ対話を
減結合する、特殊なバッファとしての作動より生じる。
即ち、ＤＡＳＤのアレイへのキャッシュ基準率（レー
ト）が、少なくともランダム（非連続）アクセスのキャ
ッシュへのＣＰＵ基準率より非常に低いためデータ率の
ギャップを減少する。
【００２６】図３に関して、ＫＮ個のブロックは列優先
順にフォーマットされる。また各パリティブロックはそ
の列の別のＮ−１個のブロックにまたがる。しかしなが
ら、Ｋ個のパリティブロックはＤＡＳＤを横切り対角線
上にストライプされる。同時書き込み操作の場合、全パ
リティブロックがパリティＤＡＳＤ上にあるならば、対
角線のストライプは何れの１個のＤＡＳＤをも争わせる
ような状態を避けている。
順にフォーマットされる。また各パリティブロックはそ
の列の別のＮ−１個のブロックにまたがる。しかしなが
ら、Ｋ個のパリティブロックはＤＡＳＤを横切り対角線
上にストライプされる。同時書き込み操作の場合、全パ
リティブロックがパリティＤＡＳＤ上にあるならば、対
角線のストライプは何れの１個のＤＡＳＤをも争わせる
ような状態を避けている。
【００２７】Ｋ＞＞Ｎのとき、ストライピングはＮを法
とするＫを発生する。更に上記の通り、同じ列における
異なるブロックの現行の読み出し書き込みが、（異なる
ＤＡＳＤに位置づけられるため）可能である。それにも
かかわらず、同じ列のブロックもしくは同一のＤＡＳＤ
のブロックへの同時書き込みは避けられるべきである。
第１の場合、同一のパリティブロックは順次変更される
だけだが、第２の場合は同一のＤＡＳＤは順次書き込み
か読み出しされるだけである。
とするＫを発生する。更に上記の通り、同じ列における
異なるブロックの現行の読み出し書き込みが、（異なる
ＤＡＳＤに位置づけられるため）可能である。それにも
かかわらず、同じ列のブロックもしくは同一のＤＡＳＤ
のブロックへの同時書き込みは避けられるべきである。
第１の場合、同一のパリティブロックは順次変更される
だけだが、第２の場合は同一のＤＡＳＤは順次書き込み
か読み出しされるだけである。
【００２８】図４に関して、Ｍ＝ＫであるＭを法とする
行優先順Ｋにおけるタイプ２ＨのＮ個のＤＡＳＤのアレ
イと、対列ブロックにまたがる第Ｎ番目のＤＡＳＤ上の
Ｋ個のパリティブロックの行への論理トラックのＫＮ個
のブロックのマッピングが示されている。
行優先順Ｋにおけるタイプ２ＨのＮ個のＤＡＳＤのアレ
イと、対列ブロックにまたがる第Ｎ番目のＤＡＳＤ上の
Ｋ個のパリティブロックの行への論理トラックのＫＮ個
のブロックのマッピングが示されている。
【００２９】図４に示されるアレイは、Ｎ個のＤＡＳ
Ｄ、物理トラックごとのＫ個のブロック、論理トラック
ごとのＮＫ個のブロックを備える。しかしながら、タイ
プ２Ｖアレイの列優先順レイアウトと異なり、図４の論
理トラックのＫＮ個の連続ブロックは対の物理ＤＡＳＤ
トラックに沿って行優先順に記憶される。また、２Ｈア
レイのパリティブロックは２Ｖアレイと異なる。図４に
示される群や論理トラックのＫＮ個のブロックに対し
て、Ｋ個のパリティブロックはＤＡＳＤＮの物理トラッ
クに記憶される。次に、第２群や論理トラックのＫＮ個
のブロックに対して（図４に示さず）、Ｋ個のパリティ
ブロックはＤＡＳＤＮ−１の所定のトラックに記憶され
よう。同様に、第３群や論理トラックのＫＮ個のブロッ
クはＤＡＳＤＮ−２に記憶されたＫ個のパリティブロッ
クを備える等と続く。
Ｄ、物理トラックごとのＫ個のブロック、論理トラック
ごとのＮＫ個のブロックを備える。しかしながら、タイ
プ２Ｖアレイの列優先順レイアウトと異なり、図４の論
理トラックのＫＮ個の連続ブロックは対の物理ＤＡＳＤ
トラックに沿って行優先順に記憶される。また、２Ｈア
レイのパリティブロックは２Ｖアレイと異なる。図４に
示される群や論理トラックのＫＮ個のブロックに対し
て、Ｋ個のパリティブロックはＤＡＳＤＮの物理トラッ
クに記憶される。次に、第２群や論理トラックのＫＮ個
のブロックに対して（図４に示さず）、Ｋ個のパリティ
ブロックはＤＡＳＤＮ−１の所定のトラックに記憶され
よう。同様に、第３群や論理トラックのＫＮ個のブロッ
クはＤＡＳＤＮ−２に記憶されたＫ個のパリティブロッ
クを備える等と続く。
【００３０】行優先順における可変長ブロックフォーマ
ットと、本発明に従って単一パリティトラックを用いる
書き込み更新 固定ブロックサイズで、パリティブロックを生成し記憶
することは容易になっている。異なる物理トラックのレ
コードが全て異なるサイズであるとき、異なるトラック
のレコードが全て１列に並ぶとは限らないゆえ、パリテ
ィトラックのデータがいかにして記憶されるべきかは明
白でない。発明方法はＤＡＳＤのアレイの可変長ブロッ
クの記憶とアクセスを容易にする。
ットと、本発明に従って単一パリティトラックを用いる
書き込み更新 固定ブロックサイズで、パリティブロックを生成し記憶
することは容易になっている。異なる物理トラックのレ
コードが全て異なるサイズであるとき、異なるトラック
のレコードが全て１列に並ぶとは限らないゆえ、パリテ
ィトラックのデータがいかにして記憶されるべきかは明
白でない。発明方法はＤＡＳＤのアレイの可変長ブロッ
クの記憶とアクセスを容易にする。
【００３１】図５に関して、可変長ＣＫＤフォーマット
されたレコードが示されている。レイアウトは列優先よ
りも行優先順に密接に類似している。即ち、連続レコー
ドは物理トラックに沿って記憶されている。定数ブロッ
クサイズの場合と異なるが、しかしながら物理トラック
のレコード数は変数であり、Ｋに固定されていない。
されたレコードが示されている。レイアウトは列優先よ
りも行優先順に密接に類似している。即ち、連続レコー
ドは物理トラックに沿って記憶されている。定数ブロッ
クサイズの場合と異なるが、しかしながら物理トラック
のレコード数は変数であり、Ｋに固定されていない。
【００３２】ＣＫＤ規定を用いてＤＡＳＤディスクトラ
ックをフォーマットすると、各物理トラックは、周知の
ホームアドレス（ＨＡ）とレコードゼロ（Ｒ０）フィー
ルドに続きＣＫＤレコードの任意の数を含む。図５に示
される論理トラックでは、全パリティはＤＡＳＤＮの物
理トラックに記憶される。次の論理トラックでは、全パ
リティはＤＡＳＤＮ−１に記憶される等と続く。重要な
ことだが、パリティは全ＤＡＳＤ中に広がり、単一パリ
ティＤＡＳＤは全く存在しない。この構成は行トラック
レイアウトの構成と大変類似している。
ックをフォーマットすると、各物理トラックは、周知の
ホームアドレス（ＨＡ）とレコードゼロ（Ｒ０）フィー
ルドに続きＣＫＤレコードの任意の数を含む。図５に示
される論理トラックでは、全パリティはＤＡＳＤＮの物
理トラックに記憶される。次の論理トラックでは、全パ
リティはＤＡＳＤＮ−１に記憶される等と続く。重要な
ことだが、パリティは全ＤＡＳＤ中に広がり、単一パリ
ティＤＡＳＤは全く存在しない。この構成は行トラック
レイアウトの構成と大変類似している。
【００３３】再び図５に関して、第Ｎ番目のＤＡＳＤ上
のパリティトラックに記憶されるデータの記述は、個々
の物理トラックが異なる位置で欠陥をもつような場合を
対象にする。しかしながら、図５のレイアウトは考案中
の論理トラックを構成する物理トラックの何れにも欠陥
がないと仮定している。
のパリティトラックに記憶されるデータの記述は、個々
の物理トラックが異なる位置で欠陥をもつような場合を
対象にする。しかしながら、図５のレイアウトは考案中
の論理トラックを構成する物理トラックの何れにも欠陥
がないと仮定している。
【００３４】パリティトラックの第１の２つのフィール
ドは標準ＨＡとＲ０であると考える。それらはトラック
の物理アドレスとその内部の欠陥の位置に関する情報を
含み、正規の方法で生成される（他のＮ−１個のトラッ
クからのＨＡとＲ０のパリティとしてではない）。ＨＡ
とＲ０に続き、カウントフィールド（Ｃ８）とデータフ
ィールド（Ｄ８）を含む単一フルトラックレコードがあ
る。
ドは標準ＨＡとＲ０であると考える。それらはトラック
の物理アドレスとその内部の欠陥の位置に関する情報を
含み、正規の方法で生成される（他のＮ−１個のトラッ
クからのＨＡとＲ０のパリティとしてではない）。ＨＡ
とＲ０に続き、カウントフィールド（Ｃ８）とデータフ
ィールド（Ｄ８）を含む単一フルトラックレコードがあ
る。
【００３５】ＣＫＤトラックのカウントフィールドは、
物理情報（物理的アドレス、欠陥ポインタ等）及び論理
情報（フォーマットＣＣＨＨＲにおける５バイト、即ち
シリンダ数２バイト、ヘッド数２バイト、レコード数１
バイト）を含む。
物理情報（物理的アドレス、欠陥ポインタ等）及び論理
情報（フォーマットＣＣＨＨＲにおける５バイト、即ち
シリンダ数２バイト、ヘッド数２バイト、レコード数１
バイト）を含む。
【００３６】パリティトラックのカウントフィールド
（Ｃ８）の物理情報部分は、明白な値を含む。パリティ
トラックのカウントフィールドにおける論理情報（ＣＣ
ＨＨＲ）の５バイトは、他の全てのＮ−１個のトラック
からのＲ０以後の第１のレコードのカウントフィールド
から生じるＣＣＨＨＲの５バイトのパリティ（ＸＯＲ）
に等しいと定義される。これはＣ８の内容を完全に定義
する。次にパリティトラックのデータフィールド（Ｄ
８）の内容が定義される。
（Ｃ８）の物理情報部分は、明白な値を含む。パリティ
トラックのカウントフィールドにおける論理情報（ＣＣ
ＨＨＲ）の５バイトは、他の全てのＮ−１個のトラック
からのＲ０以後の第１のレコードのカウントフィールド
から生じるＣＣＨＨＲの５バイトのパリティ（ＸＯＲ）
に等しいと定義される。これはＣ８の内容を完全に定義
する。次にパリティトラックのデータフィールド（Ｄ
８）の内容が定義される。
【００３７】この明細書では、表記法”＜＝”は”より
少ないかまたは等しい”を意味する。即ち、それは閉鎖
もしくは境界のある番号間隔を定義する。また、頭字語
ＥＣＣはレコードに通常一般に追加されるあら得る種類
の「誤り訂正符号」を表す。ブロックタイプの誤り訂正
符号の中に、ハミングコードとＢＣＨコードがある。
少ないかまたは等しい”を意味する。即ち、それは閉鎖
もしくは境界のある番号間隔を定義する。また、頭字語
ＥＣＣはレコードに通常一般に追加されるあら得る種類
の「誤り訂正符号」を表す。ブロックタイプの誤り訂正
符号の中に、ハミングコードとＢＣＨコードがある。
【００３８】１＜＝ｉ＜＝Ｎのとき、Ｂ（ｉ）はＲ０以
後の第１のデータフィールドがトラックｉ（ＤＡＳＤ
ｉ）から始まる位置に相当するバイト位置を表示する。
全てのバイト位置において、Ｎ個の物理トラックの何れ
にも欠陥がないならば、Ｂ（ｉ）は同一である。しかし
ながら、欠陥が存在すればｉとともにＢ（ｉ）を変え
る。
後の第１のデータフィールドがトラックｉ（ＤＡＳＤ
ｉ）から始まる位置に相当するバイト位置を表示する。
全てのバイト位置において、Ｎ個の物理トラックの何れ
にも欠陥がないならば、Ｂ（ｉ）は同一である。しかし
ながら、欠陥が存在すればｉとともにＢ（ｉ）を変え
る。
【００３９】１＜＝ｉ＜＝ＮのときＥ（ｉ）を、特定の
物理トラックのデータ最後のバイトが記憶されるところ
に相当するバイト位置とする。トラックに欠陥がないな
らば、Ｅ（ｉ）は物理トラックの末端からの数バイトで
ある。もしトラックが欠陥の全補数をもつならば、Ｅ
（ｉ）はＥＣＣがデータフィールドにＥＣＣを記憶する
ために必要なバイト数となるトラックの、最後のバイト
以前にあるＥＣＣバイトである。
物理トラックのデータ最後のバイトが記憶されるところ
に相当するバイト位置とする。トラックに欠陥がないな
らば、Ｅ（ｉ）は物理トラックの末端からの数バイトで
ある。もしトラックが欠陥の全補数をもつならば、Ｅ
（ｉ）はＥＣＣがデータフィールドにＥＣＣを記憶する
ために必要なバイト数となるトラックの、最後のバイト
以前にあるＥＣＣバイトである。
【００４０】１＜＝ｉ＜＝Ｎのとき、欠陥を含まないＢ
（ｉ）とＥ（ｉ）の間のバイト数は同一であると覚えて
おくことが重要だ。もしＸがバイト数ならば、Ｄ８はＸ
バイト長である。
（ｉ）とＥ（ｉ）の間のバイト数は同一であると覚えて
おくことが重要だ。もしＸがバイト数ならば、Ｄ８はＸ
バイト長である。
【００４１】パリティトラックのバイトＢ（ｉ）は、他
の全てのＮ−１個のトラックからのバイトＢ（ｉ）の排
他的オアである。また、バイトＢ（ｉ）＋１は他の全て
のＮ−１個のトラックからのバイトＢ（ｉ）＋１の排他
的オアである。こうして、パリティトラックのデータフ
ィールドのＸ個のバイトは１＜＝ｉ＜＝Ｎに対して、Ｂ
（ｉ）からＥ（ｉ）の全非欠陥バイトの排他的オアをバ
イトごとに実行することによって生成されうる。任意の
物理トラックのフィールド間のギャップにあたるバイト
位置やＥＣＣフィールドの一部であるバイト位置は、パ
リティを生成するためゼロのバイトであると仮定され
る。
の全てのＮ−１個のトラックからのバイトＢ（ｉ）の排
他的オアである。また、バイトＢ（ｉ）＋１は他の全て
のＮ−１個のトラックからのバイトＢ（ｉ）＋１の排他
的オアである。こうして、パリティトラックのデータフ
ィールドのＸ個のバイトは１＜＝ｉ＜＝Ｎに対して、Ｂ
（ｉ）からＥ（ｉ）の全非欠陥バイトの排他的オアをバ
イトごとに実行することによって生成されうる。任意の
物理トラックのフィールド間のギャップにあたるバイト
位置やＥＣＣフィールドの一部であるバイト位置は、パ
リティを生成するためゼロのバイトであると仮定され
る。
【００４２】本発明の方法を説明するため再び図５に関
して、Ｄ３が５バイト長であるＤＡＳＤ１のＤ３を更新
することが好ましいと仮定する。結果として、Ｄ３はＤ
ＡＳＤ１より読み出され、Ｄ８はＤＡＳＤＮより読み出
される。フィールドＤ８はＤ８の最後の５バイトの値を
変えることによって更新される。結果として、それはＤ
３の新旧の値と、Ｄ８の最後の５バイトの古い値の排他
的オアをとることによって決定される。Ｄ８のこの更新
された値とＤ３の新たな値は、次にＤＡＳＤの後方に書
き込まれる。
して、Ｄ３が５バイト長であるＤＡＳＤ１のＤ３を更新
することが好ましいと仮定する。結果として、Ｄ３はＤ
ＡＳＤ１より読み出され、Ｄ８はＤＡＳＤＮより読み出
される。フィールドＤ８はＤ８の最後の５バイトの値を
変えることによって更新される。結果として、それはＤ
３の新旧の値と、Ｄ８の最後の５バイトの古い値の排他
的オアをとることによって決定される。Ｄ８のこの更新
された値とＤ３の新たな値は、次にＤＡＳＤの後方に書
き込まれる。
【００４３】本発明方法を用いたデータの復元 故障したＤＡＳＤディスクの物理トラックが再生される
必要があるとき、残存するＮ−１個のＤＡＳＤから、相
当する物理トラックがＮ−１フルトラックバッファへと
複写される。読み出しされるデータの各物理トラック
は、物理トラック上のギャップによって分離されるトラ
ックの各フィールドをもつ、相当するバッファに記憶さ
れる。ゼロはギャップがフィールド間で存在するバッフ
ァに記憶される（ＥＣＣはギャップの一部とみなされて
いる）。（むしろ互いに隣接する全フィールドよりも）
フィールド間でギャップのあるバッファに、Ｎ−１個の
物理トラックの各々を記憶することが重要である。これ
は生成されるミッシング（失われた）トラックのバイト
ごとの再生のため、Ｎ−１個のバッファの全データを適
当に整列させるからである。
必要があるとき、残存するＮ−１個のＤＡＳＤから、相
当する物理トラックがＮ−１フルトラックバッファへと
複写される。読み出しされるデータの各物理トラック
は、物理トラック上のギャップによって分離されるトラ
ックの各フィールドをもつ、相当するバッファに記憶さ
れる。ゼロはギャップがフィールド間で存在するバッフ
ァに記憶される（ＥＣＣはギャップの一部とみなされて
いる）。（むしろ互いに隣接する全フィールドよりも）
フィールド間でギャップのあるバッファに、Ｎ−１個の
物理トラックの各々を記憶することが重要である。これ
は生成されるミッシング（失われた）トラックのバイト
ごとの再生のため、Ｎ−１個のバッファの全データを適
当に整列させるからである。
【００４４】本発明に従って２つのパリティトラックを
用いた書き込み更新 可変長レコードとともに用いられるＮ−１個の対データ
トラックの各群のための単一トラックバイトレベル単純
パリティイメージの１つの制限事項は、小規模書き込み
がパリティトラックのフルトラック読み出し書き込みを
強制することである。対照的に、固定ブロックシステム
は全パリティトラックよりむしろ関連するパリティブロ
ックのみが読み出される必要があるためそのような要件
を避ける
用いた書き込み更新 可変長レコードとともに用いられるＮ−１個の対データ
トラックの各群のための単一トラックバイトレベル単純
パリティイメージの１つの制限事項は、小規模書き込み
がパリティトラックのフルトラック読み出し書き込みを
強制することである。対照的に、固定ブロックシステム
は全パリティトラックよりむしろ関連するパリティブロ
ックのみが読み出される必要があるためそのような要件
を避ける
【００４５】図６に関して、本発明の方法のもう１つの
バリエーションが描写されている。このバリエーション
において、大きいデータフィールドに記憶された全情報
（Ｘ個のバイト）は、等しいサイズ（例、４Ｋバイト）
のレコードとして区分され、記憶される。例えば、サイ
ズＤ８のＸが１２Ｋバイトであったならば、それら１２
Ｋバイトを３つの４Ｋバイトに記憶する。もしＤ８に記
憶された情報が、単一の大規模レコードの代わりに４Ｋ
レコードとして記憶されるならば、（４Ｋレコード間の
ギャップとカウントフィールドのため）Ｄ８の全情報は
単一パリティトラックに適合しないことが明白である。
代わりに、２つのパリティトラックが用いられ、４Ｋレ
コードのＤ８に含まれている全Ｘ個のバイトを記憶する
であろう。図６に示されるフィールドＤ８、Ｄ９、Ｄ１
０は、図５に示されるフィールドＤ８に記憶されたバイ
トと同一のものを含む。
バリエーションが描写されている。このバリエーション
において、大きいデータフィールドに記憶された全情報
（Ｘ個のバイト）は、等しいサイズ（例、４Ｋバイト）
のレコードとして区分され、記憶される。例えば、サイ
ズＤ８のＸが１２Ｋバイトであったならば、それら１２
Ｋバイトを３つの４Ｋバイトに記憶する。もしＤ８に記
憶された情報が、単一の大規模レコードの代わりに４Ｋ
レコードとして記憶されるならば、（４Ｋレコード間の
ギャップとカウントフィールドのため）Ｄ８の全情報は
単一パリティトラックに適合しないことが明白である。
代わりに、２つのパリティトラックが用いられ、４Ｋレ
コードのＤ８に含まれている全Ｘ個のバイトを記憶する
であろう。図６に示されるフィールドＤ８、Ｄ９、Ｄ１
０は、図５に示されるフィールドＤ８に記憶されたバイ
トと同一のものを含む。
【００４６】図２に関して、論理トラックごとの２つの
パリティトラックを用いるこのバリエーションにおい
て、コントローラ５は小規模書き込みを実行するとき、
パリティトラックの何れの複数の４Ｋレコードフィール
ドの１つが読み出し書き込みされる必要があるかを確か
めなくてはなるまい。次に、パリティトラックから関連
する４Ｋレコードのみにアクセスして、パリティトラッ
クのフルトラック読み出し書き込みはもはや不要にな
る。従って、Ｄ３の更新にはデータフィールドＤ３とＤ
１０が後方に読み出し書き込みされることのみ必要とす
る。
パリティトラックを用いるこのバリエーションにおい
て、コントローラ５は小規模書き込みを実行するとき、
パリティトラックの何れの複数の４Ｋレコードフィール
ドの１つが読み出し書き込みされる必要があるかを確か
めなくてはなるまい。次に、パリティトラックから関連
する４Ｋレコードのみにアクセスして、パリティトラッ
クのフルトラック読み出し書き込みはもはや不要にな
る。従って、Ｄ３の更新にはデータフィールドＤ３とＤ
１０が後方に読み出し書き込みされることのみ必要とす
る。
【００４７】
【発明の効果】本発明は上記より構成され、データが可
変長フォーマットに記録される小規模トラック読み出し
書き込み操作に適した、Ｎ個のＤＡＳＤのアレイの内の
選択されたＤＡＳＤへの単一パスアクセスを保証する。
変長フォーマットに記録される小規模トラック読み出し
書き込み操作に適した、Ｎ個のＤＡＳＤのアレイの内の
選択されたＤＡＳＤへの単一パスアクセスを保証する。
【図１】先行技術に従ってＮ個のＤＡＳＤの同期的アレ
イを概念的に描写する。
イを概念的に描写する。
【図２】データパスのキャッシュとコントローラを用い
てＣＰＵに付属の先行技術のＤＡＳＤアレイを説明す
る。
てＣＰＵに付属の先行技術のＤＡＳＤアレイを説明す
る。
【図３】ＤＡＳＤアレイ列優先順における先行技術の固
定ブロックのレイアウトを示す。
定ブロックのレイアウトを示す。
【図４】ＤＡＳＤアレイ行優先順における先行技術の固
定ブロックのレイアウトを示す。
定ブロックのレイアウトを示す。
【図５】本発明に従ってパリティトラックのフルトラッ
クレコードを用いる、ＤＡＳＤアレイを横切る可変長レ
コードのレイアウトを示す。
クレコードを用いる、ＤＡＳＤアレイを横切る可変長レ
コードのレイアウトを示す。
【図６】本発明に従って２つのパリティトラックを用い
る、可変レコードのレイアウトを示す。
る、可変レコードのレイアウトを示す。
１ 中央処理装置（ＣＰＵ） ３ チャネル ５ コントローラ ７ コントロールパス ９ 制御パス １１、１５ データパス １３ キャッシュ
Claims (8)
- 【請求項１】 Ｎ個のＤＡＳＤのアレイのＤＡＳＤトラ
ックに行優先順に記憶された可変長フォーマット（カウ
ント、キー、データ）レコード内のレコードを書き込み
更新するための方法であって、 （ａ）Ｎ−１個のＤＡＳＤを横切る各第ｉ番目のトラッ
クから可変長レコードのバイトレベル排他的オア単純パ
リティイメージを生成し、第Ｎ番目のＤＡＳＤの第ｉ番
目のトラックに前記イメージを記憶する工程と； （ｂ）選択されたＤＡＳＤへの各書き込み要求に応じる
工程であって、（１）選択されたＤＡＳＤの第ｉ番目の
トラックに更新されるべきレコードと、第Ｎ番目のＤＡ
ＳＤの第ｉ番目のトラックのパリティレコード内のレコ
ード識別とのバイト位置オフセット同期を設定し、
（２）前記レコードを選択されたＤＡＳＤと第Ｎ番目の
ＤＡＳＤから入手して、更新し、（３）更新データとパ
リティレコードを、それぞれ選択されたＤＡＳＤ及び第
Ｎ番目のＤＡＳＤの第ｉ番目のトラックに書き換える、
書き込み要求に応じる工程と；を備えるレコードの書き
込み更新方法。 - 【請求項２】 工程（ａ）が更に、対のトラックに記憶
された可変長レコードのｒ個群へ１対１関係においてｒ
個のイメージを生成し、各群が第１のＤＡＳＤの第ｉ番
目のトラックに記憶されたイメージと（Ｎ−１）個の他
の対ＤＡＳＤの第ｉ番目のトラックにおける可変長レコ
ードを含み、各生成されたイメージを以下のように記憶
する工程を含む方法であって、 （１）ｒ＞Ｎのとき、各ＤＡＳＤは少なくとも１つのイ
メージトラックを記憶し、少なくとも１つのＤＡＳＤは
２つのイメージトラックを記憶する工程と、 （２）ｒ＜＝Ｎのとき、可変長レコードの２つの異なる
群より形成された２つのイメージは同一のＤＡＳＤに記
憶されず、各群はＮ−１個のＤＡＳＤの組合せ上区別さ
れた群のそれぞれ第ｉ番目と第ｊ番目のトラックに記憶
される工程と、 を備える請求項１に記載のレコードの書き込み更新方
法。 - 【請求項３】 工程（ａ）が更に、第Ｎ番目のＤＡＳＤ
の２つの物理トラックにイメージをブロックし、記憶す
ることによって、フルトラックの必要な読み出しを最小
限にするための工程を含む、請求項１に記載のレコード
の書き込み更新方法。 - 【請求項４】 アレイにおける任意の故障したＤＡＳＤ
の第ｉ番目の物理トラックに記憶された、可変長レコー
ドを再生する工程（ｃ）であって、 （１）可変長レコードを、各残存するＮ−１個のＤＡＳ
Ｄから、各ギャップで分割されたフィールドの相対位置
が、その間に挿入される所定のブール値ストリングによ
って保存されるＮ−１個のフルトラックバッファへ複写
して、トラック内のフィールド整列を保存し、 （２）Ｎ−１個のフルトラックバッファの内容を排他的
オアを求めることによって、入手不可能なトラックとそ
れらのトラック位置関係のレコードのイメージを形成す
ること、 によって再生する工程（ｃ）を更に備える、請求項１に
記載のレコードの書き込み更新方法。 - 【請求項５】 パリティの更新がアクセスされるレコー
ドの排他的オアと、アクセスされるレコードの任意の変
化及びアクセスされるパリティを含む、請求項１に記載
のレコードの書き込み更新方法。 - 【請求項６】 特に小規模トラックの読み出し書き込み
操作に適したＮ個のＤＡＳＤのアレイの選択されたパス
への単一パスアクセスを保証し、前記アレイが更に行ト
ラックレイアウトをもつ可変長（ＣＫＤ）フォーマット
のレコードとしてデータが記録されたＮ−１個のＤＡＳ
Ｄを含み、第Ｎ番目のＤＡＳＤがＮ−１個の他のＤＡＳ
Ｄに記録されたデータのパリティを含む方法であって、 （ａ）仮想イメージを、Ｎ−１個のＤＡＳＤを横切る対
のトラックにある対のバイトに排他的オア操作の結果編
成されたバイトとして生成し、その仮想イメージを第Ｎ
番目のＤＡＳＤの少なくとも１つの可変長フォーマット
のレコードにマッピングする工程と； （ｂ）Ｎ−１個のＤＡＳＤの内の選択された１つの第ｉ
番目トラックに、レコードをアクセスする書き込み操作
に応じる工程であって、（１）選択されたＤＡＳＤの第
ｉ番目のトラックに更新されるべきレコードのバイトオ
フセットと、第Ｎ番目のＤＡＳＤの第ｉ番目のトラック
のパリティレコード内のレコード識別とバイトオフセッ
トとを確認し、選択されたＤＡＳＤから更新されるべき
前記レコードと、第Ｎ番目のＤＡＳＤからパリティレコ
ードを入手して、前記入手レコードに対する更新を実行
し、（２）更新パリティとデータレコードを、それぞれ
第Ｎ番目と選択されたＤＡＳＤの第ｉ番目のトラックに
書き換える、書き込み操作に応じる工程と；を備える単
一パスアクセス保証方法。 - 【請求項７】 工程（ａ）が更に、ｒ＜＝Ｎ個のＤＡＳ
Ｄを横切るトラックの１対１関係においてｒ個の仮想イ
メージの各々を書き込みする工程を含み、ｒ個のイメー
ジ各々がＮ−１個の他のＤＡＳＤの第ｉ番目の対のトラ
ックに記憶されるレコードのバイト排他的オアを求めた
結果であり、ｒ＜＝ＮにおいていかなるＤＡＳＤも１個
以上のイメージを記憶せず、ｒ＞Ｎにおいて各ＤＡＳＤ
が少なくとも１個のイメージを記憶し、少なくとも１つ
のＤＡＳＤが２個のイメージを記憶する、請求項６に記
載の単一パスアクセス保証方法。 - 【請求項８】 Ｎ個のＤＡＳＤのアレイ、ＣＰＵ、前記
アレイの対のＤＡＳＤトラックにおける行トラック順に
記憶された可変長レコードにアクセスするため前記ＣＰ
Ｕからの要求に応じる手段と、を含むシステムであっ
て、 （Ｎ−１）個のＤＡＳＤの各々の第ｉ番目のトラックに
記憶された可変長レコードと、第Ｎ番目のＤＡＳＤの第
ｉ番目のトラックの可変長レコードとして記憶された単
純バイトレベルパリティイメージと、の間でバイト位置
相互関係を設定するための手段と；Ｎ−１個のＤＡＳＤ
の内の選択された１つの第ｉ番目のトラックのレコード
にアクセスするためのアクセス手段を通してＣＰＵから
書き込み要求に応じる手段であって、 （１）選択されたＤＡＳＤの第ｉ番目のトラックに更新
されるべきレコードのバイトオフセットと、第Ｎ番目の
ＤＡＳＤの第ｉ番目のトラックのパリティレコード内に
おけるレコード識別とバイトオフセットとを確認し、選
択されたＤＡＳＤから更新されるべき前記レコードと第
Ｎ番目のＤＡＳＤからパリティレコードとを入手し、前
記入手レコードに対し更新を実行する工程と、 （２）更新データとパリティレコードを、それぞれ選択
されたＤＡＳＤ及び第Ｎ番目のＤＡＳＤの第ｉ番目のト
ラックへ書き換える工程と、により書き込み要求に応じ
る手段と；を更に備えるシステム。
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|---|---|---|---|
| US07/666,289 US5257362A (en) | 1991-03-08 | 1991-03-08 | Method and means for ensuring single pass small read/write access to variable length records stored on selected DASDs in a DASD array |
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Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0573217A true JPH0573217A (ja) | 1993-03-26 |
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