JPH06214720A - ディスク記憶装置のデータ更新方法 - Google Patents
ディスク記憶装置のデータ更新方法Info
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 ディスク記憶装置のデータ更新速度の向上。
【構成】 データ・ブロックは固定論理アドレスにより
ホストに認識され、制御装置１０が選択した物理位置に
記憶される。ホストが書込んだブロックは、選択した数
ｎに達するまで制御装置１０中のバッファ１２ａ〜１２
ｎに記憶する。その後、各ディスク記憶装置からトラッ
クを選択し、ディスク１回転中に各トラックをかつ全て
のディスク装置に並行して書込むように、バッファ中の
ブロックがトラックに書込まれる。前記の選択した数ｎ
は（各トラックのブロック数）×（ディスク記憶装置の
数）である。制御装置１０は、ブロックの固定論理アド
レスからディスク上の物理位置を決める間接マップ１８
を管理する。間接マップ１８は故障によるデータ損失防
止のため不揮発性である。割振りマップ１６はどの物理
ブロックが使用中かを示す。空トラックの数がしきい値
を下回る度に制御装置１０はブロックを移し替えて新た
な空トラックを作る。
ホストに認識され、制御装置１０が選択した物理位置に
記憶される。ホストが書込んだブロックは、選択した数
ｎに達するまで制御装置１０中のバッファ１２ａ〜１２
ｎに記憶する。その後、各ディスク記憶装置からトラッ
クを選択し、ディスク１回転中に各トラックをかつ全て
のディスク装置に並行して書込むように、バッファ中の
ブロックがトラックに書込まれる。前記の選択した数ｎ
は（各トラックのブロック数）×（ディスク記憶装置の
数）である。制御装置１０は、ブロックの固定論理アド
レスからディスク上の物理位置を決める間接マップ１８
を管理する。間接マップ１８は故障によるデータ損失防
止のため不揮発性である。割振りマップ１６はどの物理
ブロックが使用中かを示す。空トラックの数がしきい値
を下回る度に制御装置１０はブロックを移し替えて新た
な空トラックを作る。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は１個以上のディスク記憶
装置におけるランダムに選択したデータ・ブロックを更
新するための書込み操作の実行速度を向上させる方法、
詳しくは選択した数の論理ブロックをバッファに蓄積す
るまで上記のデータの更新を遅延させる方法に関する。
装置におけるランダムに選択したデータ・ブロックを更
新するための書込み操作の実行速度を向上させる方法、
詳しくは選択した数の論理ブロックをバッファに蓄積す
るまで上記のデータの更新を遅延させる方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】パターソン他の論文、「A Case for Red
undant Arrays of Inexpensive Disks (RAIDs)」（１９
８８年７月発行のＡＣＭ Ｓｉｇｍｏｄ ８８第１０９
頁〜第１１６頁）にはいわゆる「Ｌｅｖｅｌ ５ ＲＡ
ＩＤ」構成が記載してある。それによると、ディスク・
アレイのような並列記憶装置においては、ランダム・ア
クセス・データの１ブロックを更新するためには２ブロ
ックのデータ、すなわち書込むブロックとそのパリティ
・ブロックとを読み込まなければならず、さらにその２
ブロックを書換える必要がある。
undant Arrays of Inexpensive Disks (RAIDs)」（１９
８８年７月発行のＡＣＭ Ｓｉｇｍｏｄ ８８第１０９
頁〜第１１６頁）にはいわゆる「Ｌｅｖｅｌ ５ ＲＡ
ＩＤ」構成が記載してある。それによると、ディスク・
アレイのような並列記憶装置においては、ランダム・ア
クセス・データの１ブロックを更新するためには２ブロ
ックのデータ、すなわち書込むブロックとそのパリティ
・ブロックとを読み込まなければならず、さらにその２
ブロックを書換える必要がある。
【０００３】ディスクの各トラックに長さの同じブロッ
クがＫ個あるとすると、１ブロックを書込むのに平均し
て１回のシークと（３Ｋ＋２）／２Ｋの回転を要する。
（コモン・モード故障防止のため）データとパリティの
書込みが重複できないときには、１ブロックを書込むの
に平均して１回のシークと（５Ｋ＋２）／２Ｋの回転が
必要である。対照的に、記憶装置をデータ記憶のために
Ｎ個、パリティのために１個使用する（Ｎ＋１）パリテ
ィ方式においては、ＫＮブロックを順次に書込むために
は１回のシークと１回転のみが必要となる。
クがＫ個あるとすると、１ブロックを書込むのに平均し
て１回のシークと（３Ｋ＋２）／２Ｋの回転を要する。
（コモン・モード故障防止のため）データとパリティの
書込みが重複できないときには、１ブロックを書込むの
に平均して１回のシークと（５Ｋ＋２）／２Ｋの回転が
必要である。対照的に、記憶装置をデータ記憶のために
Ｎ個、パリティのために１個使用する（Ｎ＋１）パリテ
ィ方式においては、ＫＮブロックを順次に書込むために
は１回のシークと１回転のみが必要となる。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】ディスク記憶装置にお
いてランダム書込み操作を完了する速度を順次書込み操
作により近づけさせる方法が必要である。
いてランダム書込み操作を完了する速度を順次書込み操
作により近づけさせる方法が必要である。
【０００５】
【課題を解決するための手段】１個以上のディスク記憶
装置を管理する制御装置への、ランダムな書込み操作を
ホスト・コンピュータが行う際の速度を向上させるため
の方法を述べる。
装置を管理する制御装置への、ランダムな書込み操作を
ホスト・コンピュータが行う際の速度を向上させるため
の方法を述べる。
【０００６】データ・ブロックは固定論理アドレスによ
りホストに認識されるが、制御装置の判断で選択され
た、ディスクの物理的な場所に記憶される。ホストによ
って書込まれたデータ・ブロックは、選択した数に達す
るまで制御装置内のバッファに記憶される。その後制御
装置は１個以上のディスク記憶装置それぞれにおいてト
ラックを選択し、バッファに蓄積したブロックを選択し
たトラックに書込む際、それぞれのトラックがディスク
１回転中に書込まれかつすべてのディスク記憶装置が並
行して書込まれるようにする。選択するブロック数とは
ＫＮ、ここでＫは各トラックのブロック数、Ｎはディス
ク記憶装置の数である。
りホストに認識されるが、制御装置の判断で選択され
た、ディスクの物理的な場所に記憶される。ホストによ
って書込まれたデータ・ブロックは、選択した数に達す
るまで制御装置内のバッファに記憶される。その後制御
装置は１個以上のディスク記憶装置それぞれにおいてト
ラックを選択し、バッファに蓄積したブロックを選択し
たトラックに書込む際、それぞれのトラックがディスク
１回転中に書込まれかつすべてのディスク記憶装置が並
行して書込まれるようにする。選択するブロック数とは
ＫＮ、ここでＫは各トラックのブロック数、Ｎはディス
ク記憶装置の数である。
【０００７】制御装置は、ブロックのディスク上の物理
的な場所を固定論理アドレスから決定する間接マップを
管理する。間接マップは、故障時のデータ損失を防ぐた
めに不揮発性である。割振りマップはどの物理ブロック
が使用中か示す。
的な場所を固定論理アドレスから決定する間接マップを
管理する。間接マップは、故障時のデータ損失を防ぐた
めに不揮発性である。割振りマップはどの物理ブロック
が使用中か示す。
【０００８】書込みのために選択できる空トラックの数
がしきい値を下回る度に、制御装置はブロックを他の場
所に転送して、新しい空トラックを生成する。
がしきい値を下回る度に、制御装置はブロックを他の場
所に転送して、新しい空トラックを生成する。
【０００９】
【実施例】図１に示したように、本発明を具体化した直
接アクセス記憶装置は、制御装置１０と、それぞれが１
個の論理データ・ブロックを記憶できる複数の揮発性の
バッファ１２ａ，１２ｂ，…，１２ｎとを含む。揮発性
のフリー・リスト１３は現在ブロックを記憶していな
い、すなわち未使用のバッファをリストする。揮発性の
書込みリスト１４は、バッファ１２のそれぞれの論理デ
ータ・ブロックが複数のディスク記憶装置Ｄ０〜Ｄ（Ｎ
−１）上の物理ブロックとして制御装置１０により書込
まれる順序が記してある。
接アクセス記憶装置は、制御装置１０と、それぞれが１
個の論理データ・ブロックを記憶できる複数の揮発性の
バッファ１２ａ，１２ｂ，…，１２ｎとを含む。揮発性
のフリー・リスト１３は現在ブロックを記憶していな
い、すなわち未使用のバッファをリストする。揮発性の
書込みリスト１４は、バッファ１２のそれぞれの論理デ
ータ・ブロックが複数のディスク記憶装置Ｄ０〜Ｄ（Ｎ
−１）上の物理ブロックとして制御装置１０により書込
まれる順序が記してある。
【００１０】制御装置１０は、ディスク装置Ｄ０〜Ｄ
（Ｎ−１）のそれぞれの物理ブロックの状態、すなわち
物理ブロックが論理ブロックを含むかどうか、を示す表
を構成する揮発性の割振りマップ１６を管理する。制御
装置１０は、各論理ブロックとそれを含む物理ブロック
との対応表から成る不揮発性の間接マップ１８も管理す
る。揮発性の割振りマップ１６は制御装置の立上げ時に
間接マップ１８を走査することにより初期化される。
（Ｎ−１）のそれぞれの物理ブロックの状態、すなわち
物理ブロックが論理ブロックを含むかどうか、を示す表
を構成する揮発性の割振りマップ１６を管理する。制御
装置１０は、各論理ブロックとそれを含む物理ブロック
との対応表から成る不揮発性の間接マップ１８も管理す
る。揮発性の割振りマップ１６は制御装置の立上げ時に
間接マップ１８を走査することにより初期化される。
【００１１】さらに、制御装置１０は、フリー・リスト
１３から必要に応じてバッファを割振る。フリー・リス
ト１３にはバッファ１２ａ〜１２ｎのうち未使用のもの
を列挙してある。以下に述べるように、制御装置１０が
論理ブロックを割振られた（使用中の）バッファをディ
スクに書込むプロセス・ステップを実行した後、制御装
置はそのバッファをフリー・リスト１３に戻す。
１３から必要に応じてバッファを割振る。フリー・リス
ト１３にはバッファ１２ａ〜１２ｎのうち未使用のもの
を列挙してある。以下に述べるように、制御装置１０が
論理ブロックを割振られた（使用中の）バッファをディ
スクに書込むプロセス・ステップを実行した後、制御装
置はそのバッファをフリー・リスト１３に戻す。
【００１２】いま、Ｎ個のディスク装置ＤにそれぞれＭ
個のトラックＴ０，…，Ｔ（Ｍ−１）があり、各ディス
ク装置Ｄ０，…，Ｄ（Ｎ−１）上のトラックＴｉがトラ
ック・グループＧｉを成すとする。さらに、トラックＴ
はそれぞれＫ個の物理ブロックを含み、ディスク装置Ｄ
ｄのトラックＴｔのｋ番目の物理ブロックの物理アドレ
スをＰｄ，ｔ，ｋとする。制御装置１０は１回の書込み
操作でＰｄ，ｔ，ｋ＝０，…，Ｐｄ，ｔ，ｋ＝Ｋ−１の
すべての物理ブロックに書込むことができる。制御装置
１０はＮ個のディスク装置Ｄ０，…，Ｄ（Ｎ−１）全て
に並行して書込むことができる。ディスク装置Ｄに最も
速く書込むためには少なくとも２ＫＮ個のバッファが必
要である。
個のトラックＴ０，…，Ｔ（Ｍ−１）があり、各ディス
ク装置Ｄ０，…，Ｄ（Ｎ−１）上のトラックＴｉがトラ
ック・グループＧｉを成すとする。さらに、トラックＴ
はそれぞれＫ個の物理ブロックを含み、ディスク装置Ｄ
ｄのトラックＴｔのｋ番目の物理ブロックの物理アドレ
スをＰｄ，ｔ，ｋとする。制御装置１０は１回の書込み
操作でＰｄ，ｔ，ｋ＝０，…，Ｐｄ，ｔ，ｋ＝Ｋ−１の
すべての物理ブロックに書込むことができる。制御装置
１０はＮ個のディスク装置Ｄ０，…，Ｄ（Ｎ−１）全て
に並行して書込むことができる。ディスク装置Ｄに最も
速く書込むためには少なくとも２ＫＮ個のバッファが必
要である。
【００１３】Ｉ．動作時において、ホスト・コンピュー
タが制御装置１０に対して論理ブロックＬにデータを書
込むよう要求すると、制御装置はフリー・リスト１３か
らバッファ１２の１個を削除し、そのバッファにデータ
を格納して、書込みリスト１４の最後にそのバッファを
追加する。データのディスクへの書込みは、選択した数
ｎのバッファが書込みリスト１４に蓄積されるまで遅延
される。その後、制御装置１０はバッファからのデータ
を書込むためのトラック・グループＧを選ぶため割振り
マップ１６を走査する。ここで選択した数ｎはＫＮ、つ
まり各トラック・グループの物理ブロックの数に等し
い。
タが制御装置１０に対して論理ブロックＬにデータを書
込むよう要求すると、制御装置はフリー・リスト１３か
らバッファ１２の１個を削除し、そのバッファにデータ
を格納して、書込みリスト１４の最後にそのバッファを
追加する。データのディスクへの書込みは、選択した数
ｎのバッファが書込みリスト１４に蓄積されるまで遅延
される。その後、制御装置１０はバッファからのデータ
を書込むためのトラック・グループＧを選ぶため割振り
マップ１６を走査する。ここで選択した数ｎはＫＮ、つ
まり各トラック・グループの物理ブロックの数に等し
い。
【００１４】制御装置１０はまず、書込みリスト１４の
最初のｎバッファのデータを選択したトラック・グルー
プＧのｎ個の未使用物理ブロックに書込む。次に、ｎバ
ッファのそれぞれに対して書込みリスト１４に記録した
順に、論理ブロックの新しい物理位置を含むように、制
御装置は間接マップ１８を更新し、論理ブロックが書込
まれた物理ブロックを「割振り済み」とマークし、その
論理ブロックが以前書込まれていた物理ブロックを「未
使用」とマークするように割振りマップ１６を更新し、
書込みリスト１４からそのバッファを除去し、それをフ
リー・リスト１３に追加し、書込み操作を終えたことを
ホストに知らせる。
最初のｎバッファのデータを選択したトラック・グルー
プＧのｎ個の未使用物理ブロックに書込む。次に、ｎバ
ッファのそれぞれに対して書込みリスト１４に記録した
順に、論理ブロックの新しい物理位置を含むように、制
御装置は間接マップ１８を更新し、論理ブロックが書込
まれた物理ブロックを「割振り済み」とマークし、その
論理ブロックが以前書込まれていた物理ブロックを「未
使用」とマークするように割振りマップ１６を更新し、
書込みリスト１４からそのバッファを除去し、それをフ
リー・リスト１３に追加し、書込み操作を終えたことを
ホストに知らせる。
【００１５】図２〜図５、図６〜図９は上記の一連のス
テップがどのように行われるかを示している。図を簡単
にするため、制御装置は１２個のバッファ１２と、２個
の記憶装置Ｄ０，Ｄ１を含み、それぞれの記憶装置は３
個のトラックを持ち、各トラックはそれぞれ３個の物理
ブロックを持つと仮定する。図２〜図５は、６個の書込
み操作が発生した後で、かつデータがバッファからディ
スクに書込まれる前のそれぞれの部分の状態を示してい
る。
テップがどのように行われるかを示している。図を簡単
にするため、制御装置は１２個のバッファ１２と、２個
の記憶装置Ｄ０，Ｄ１を含み、それぞれの記憶装置は３
個のトラックを持ち、各トラックはそれぞれ３個の物理
ブロックを持つと仮定する。図２〜図５は、６個の書込
み操作が発生した後で、かつデータがバッファからディ
スクに書込まれる前のそれぞれの部分の状態を示してい
る。
【００１６】論理ブロックＬ０，Ｌ３，Ｌ５，Ｌ６，Ｌ
１，及びＬ２の順でデータを書込むことになっていると
する。このデータは６個のバッファ１２に蓄積されるこ
ととなる。より具体的には、図３で示されるように、バ
ッファＢ０は論理ブロックＬ０に書込むべきデータを持
ち、書込みリスト１４上の次のバッファであるバッファ
Ｂ５へのポインタを持っている。同様に、バッファＢ５
は論理ブロックＬ３に書込むデータを持ち、バッファＢ
６を指す。バッファＢ６はブロックＬ５に書込むデータ
を持ち、以下同様にして最後には、最後の論理ブロック
Ｌ２に書込むデータを持つバッファＢ８を指す。このよ
うにして、バッファ中のデータは書込みリスト１４に現
れた順（バッファＢ０に始まりバッファＢ８で終わる）
に書込まれる。間接マップ１８はディスクの各ブロック
の物理アドレスを記録する。例えば、マップ１８は論理
ブロックＬ３が物理アドレスＰ１０１を持っていること
を示している。ここで物理アドレスＰ１０１とは、ディ
スク１のトラックＴ０（最外周トラック）のブロック１
（トラック上の３ブロックのうちの２番目）を意味す
る。割振りマップ１６は（第１行第５列の「Ａ」によっ
て）Ｐ１０１が割振られている、すなわち論理ブロック
を記憶するのに使われていることを示す。マップ１６は
同様の表示によって他の物理ブロックに対してもそれぞ
れの状態（「Ａ」は割振り済み、「Ｕ」は未使用）を示
す。マップ１６の各行、例えばＰ−１−の表示の行はト
ラック・グループＧ１すなわちＰ０１０，Ｐ０１１，Ｐ
０１２，Ｐ１１０，Ｐ１１１，及びＰ１１２、というよ
うにトラック・グループＧに対応する。
１，及びＬ２の順でデータを書込むことになっていると
する。このデータは６個のバッファ１２に蓄積されるこ
ととなる。より具体的には、図３で示されるように、バ
ッファＢ０は論理ブロックＬ０に書込むべきデータを持
ち、書込みリスト１４上の次のバッファであるバッファ
Ｂ５へのポインタを持っている。同様に、バッファＢ５
は論理ブロックＬ３に書込むデータを持ち、バッファＢ
６を指す。バッファＢ６はブロックＬ５に書込むデータ
を持ち、以下同様にして最後には、最後の論理ブロック
Ｌ２に書込むデータを持つバッファＢ８を指す。このよ
うにして、バッファ中のデータは書込みリスト１４に現
れた順（バッファＢ０に始まりバッファＢ８で終わる）
に書込まれる。間接マップ１８はディスクの各ブロック
の物理アドレスを記録する。例えば、マップ１８は論理
ブロックＬ３が物理アドレスＰ１０１を持っていること
を示している。ここで物理アドレスＰ１０１とは、ディ
スク１のトラックＴ０（最外周トラック）のブロック１
（トラック上の３ブロックのうちの２番目）を意味す
る。割振りマップ１６は（第１行第５列の「Ａ」によっ
て）Ｐ１０１が割振られている、すなわち論理ブロック
を記憶するのに使われていることを示す。マップ１６は
同様の表示によって他の物理ブロックに対してもそれぞ
れの状態（「Ａ」は割振り済み、「Ｕ」は未使用）を示
す。マップ１６の各行、例えばＰ−１−の表示の行はト
ラック・グループＧ１すなわちＰ０１０，Ｐ０１１，Ｐ
０１２，Ｐ１１０，Ｐ１１１，及びＰ１１２、というよ
うにトラック・グループＧに対応する。
【００１７】トラック・グループＧ２（最も空の多いグ
ループ）を書込みのために選択する。図２〜図５で示す
ように、割振りマップ１６はこのトラック・グループに
５個の未使用ブロック（Ｐ０２０，Ｐ０２２，Ｐ１２
０，Ｐ１２１，及びＰ１２２）があることを示してい
る。図６〜図９は制御装置１０がＰ０２０にＬ０、Ｐ０
２２にＬ３、以下同様に書込みを行った後の各部の状態
を示している。選択したトラックは論理ブロックＬ２を
書込むのに十分な数の未使用ブロックを含んでいないの
で、Ｌ２は書込みリスト１４の唯一の要素としてバッフ
ァＢ８に残る。論理ブロックを書いた後、制御装置は各
論理ブロックの新しい物理位置を含むように間接マップ
１８を更新し、各物理ブロックが新しい状態を示すよう
割振りマップ１６を更新し、バッファＢ０，Ｂ５，Ｂ
６，Ｂ９，及びＢ２をフリー・リスト１３上に戻す。例
えば、論理ブロックＬ０は最初は物理ブロックＰ００２
に記憶されていたが、物理ブロックＰ０２０に書込まれ
た。図８及び図９は、間接マップ１８のＬ０の欄がＰ０
２０に変わり、割振りマップ１６のＰ００２の状態がＵ
に更新され、Ｐ０２０の状態がＡに更新されたことを示
している。
ループ）を書込みのために選択する。図２〜図５で示す
ように、割振りマップ１６はこのトラック・グループに
５個の未使用ブロック（Ｐ０２０，Ｐ０２２，Ｐ１２
０，Ｐ１２１，及びＰ１２２）があることを示してい
る。図６〜図９は制御装置１０がＰ０２０にＬ０、Ｐ０
２２にＬ３、以下同様に書込みを行った後の各部の状態
を示している。選択したトラックは論理ブロックＬ２を
書込むのに十分な数の未使用ブロックを含んでいないの
で、Ｌ２は書込みリスト１４の唯一の要素としてバッフ
ァＢ８に残る。論理ブロックを書いた後、制御装置は各
論理ブロックの新しい物理位置を含むように間接マップ
１８を更新し、各物理ブロックが新しい状態を示すよう
割振りマップ１６を更新し、バッファＢ０，Ｂ５，Ｂ
６，Ｂ９，及びＢ２をフリー・リスト１３上に戻す。例
えば、論理ブロックＬ０は最初は物理ブロックＰ００２
に記憶されていたが、物理ブロックＰ０２０に書込まれ
た。図８及び図９は、間接マップ１８のＬ０の欄がＰ０
２０に変わり、割振りマップ１６のＰ００２の状態がＵ
に更新され、Ｐ０２０の状態がＡに更新されたことを示
している。
【００１８】理想的には、書込み操作はＫＮ個のバッフ
ァが蓄積され、全部が未使用のトラックが書込みのため
に選択されるまで、書込み操作は遅延される。しかし、
応答時間の制約によりＫＮ個のバッファが満杯になるま
で書込み操作を遅延させることができないか、または空
のトラック・グループが存在しない場合には、少なくと
も１個の未使用物理ブロックがあればどのトラック・グ
ループにでも論理ブロックをバッファから書込むことが
できる。
ァが蓄積され、全部が未使用のトラックが書込みのため
に選択されるまで、書込み操作は遅延される。しかし、
応答時間の制約によりＫＮ個のバッファが満杯になるま
で書込み操作を遅延させることができないか、または空
のトラック・グループが存在しない場合には、少なくと
も１個の未使用物理ブロックがあればどのトラック・グ
ループにでも論理ブロックをバッファから書込むことが
できる。
【００１９】不揮発性の間接マップ１８を更新する前は
新旧両方の論理ブロックがディスク上に存在することに
注意しなければならない。このことはもし制御装置１０
の動作が中断したとき（例えば電源障害により）、間接
マップ１８は論理ブロックの有効な方（新旧どちらか）
を指す。
新旧両方の論理ブロックがディスク上に存在することに
注意しなければならない。このことはもし制御装置１０
の動作が中断したとき（例えば電源障害により）、間接
マップ１８は論理ブロックの有効な方（新旧どちらか）
を指す。
【００２０】ＩＩ．前に述べたように、論理ブロックが
書込まれる毎に、その論理ブロックを以前含んでいた物
理ブロックは未使用状態になる。このことにより、回数
を重ねるごとに、空トラック・グループは少なくなる。
一部使用中のトラック・グループはディスク１回転当た
り書込めるブロックが少ないので、空トラック・グルー
プに比べて書込みが遅くなる。したがって新たな空トラ
ック・グループを作ることが望ましい。これは下記の方
法で行われる。
書込まれる毎に、その論理ブロックを以前含んでいた物
理ブロックは未使用状態になる。このことにより、回数
を重ねるごとに、空トラック・グループは少なくなる。
一部使用中のトラック・グループはディスク１回転当た
り書込めるブロックが少ないので、空トラック・グルー
プに比べて書込みが遅くなる。したがって新たな空トラ
ック・グループを作ることが望ましい。これは下記の方
法で行われる。
【００２１】（１）少なくとも１個の未使用物理ブロッ
クを含む、連続したトラック・グループに対して、制御
装置はそのトラック・グループのすべての割振り済みの
物理ブロックをフリー・リスト１３から得たバッファに
読み込む。
クを含む、連続したトラック・グループに対して、制御
装置はそのトラック・グループのすべての割振り済みの
物理ブロックをフリー・リスト１３から得たバッファに
読み込む。
【００２２】（２）制御装置１０は上記ステップ（１）
で満たされた（フリー・リスト１３から得られた）それ
ぞれのバッファを書込みリスト１４の先頭に結合させ
る。
で満たされた（フリー・リスト１３から得られた）それ
ぞれのバッファを書込みリスト１４の先頭に結合させ
る。
【００２３】（３）書込みリスト１４が少なくともＫＮ
個のバッファを含んだとき、制御装置は書込みリストの
バッファがＫＮ未満になるまで上記Ｉで述べたようにバ
ッファからトラック・グループに書込む。
個のバッファを含んだとき、制御装置は書込みリストの
バッファがＫＮ未満になるまで上記Ｉで述べたようにバ
ッファからトラック・グループに書込む。
【００２４】（４）十分な数のトラック・グループが空
になったら、制御装置は書込みリストの残ったバッファ
全てをＩで述べたように書込む。
になったら、制御装置は書込みリストの残ったバッファ
全てをＩで述べたように書込む。
【００２５】いま、個々の部分が図６〜図９で示す状態
にあるとする。空トラック・グループはないので、１個
以上の空トラック・グループを得るために上記に述べた
ステップを実行する。
にあるとする。空トラック・グループはないので、１個
以上の空トラック・グループを得るために上記に述べた
ステップを実行する。
【００２６】図１０〜図１３はトラック・グループＧ
０，Ｇ１及びＧ２上の割振り済みの物理ブロックを読み
込み、書込みリストの先頭に付け加えた後の各部の状態
を示している。この例では、書込みリストがＫＮ個のブ
ロックを含むまでに３個のトラック・グループすべてを
読み込まなければならない。
０，Ｇ１及びＧ２上の割振り済みの物理ブロックを読み
込み、書込みリストの先頭に付け加えた後の各部の状態
を示している。この例では、書込みリストがＫＮ個のブ
ロックを含むまでに３個のトラック・グループすべてを
読み込まなければならない。
【００２７】最初に、Ｌ４がトラック・グループＧ０か
らバッファＢ２（図７に示すようにフリー・リストの先
頭から得られた）に読み込まれ、Ｂ２は書込みリストの
先頭、（ホストがＬ２に書込むように要求したデータを
含む）バッファＢ８より前に付け加えられる。次に、Ｌ
７がトラック・グループＧ１から（フリー・リストから
同様に得られた）Ｂ９に読み込まれ、Ｂ９は書込みリス
トの先頭、Ｂ２より前に付け加えられる。最後に、Ｌ
０，Ｌ２，Ｌ３，Ｌ５，Ｌ６及びＬ１がトラック・グル
ープＧ２から（同様にフリー・リストから得られた）Ｂ
６，Ｂ５，Ｂ０，Ｂ１，Ｂ３及びＢ７にそれぞれ読み込
まれ、これらのバッファは書込みリストの先頭に付け加
えられる。図１１に示されるように、書込みリストは
（順に）Ｂ７，Ｂ３，Ｂ１，Ｂ０，Ｂ５，Ｂ６，Ｂ９，
Ｂ２及びＢ８を含み、フリー・リストはＢ１０，Ｂ４及
びＢ１１を含む。ディスク記憶装置（図１０）、割振り
マップ（図１２）、間接マップ（図１３）はそれぞれ図
６、図８、図９から変化しない。
らバッファＢ２（図７に示すようにフリー・リストの先
頭から得られた）に読み込まれ、Ｂ２は書込みリストの
先頭、（ホストがＬ２に書込むように要求したデータを
含む）バッファＢ８より前に付け加えられる。次に、Ｌ
７がトラック・グループＧ１から（フリー・リストから
同様に得られた）Ｂ９に読み込まれ、Ｂ９は書込みリス
トの先頭、Ｂ２より前に付け加えられる。最後に、Ｌ
０，Ｌ２，Ｌ３，Ｌ５，Ｌ６及びＬ１がトラック・グル
ープＧ２から（同様にフリー・リストから得られた）Ｂ
６，Ｂ５，Ｂ０，Ｂ１，Ｂ３及びＢ７にそれぞれ読み込
まれ、これらのバッファは書込みリストの先頭に付け加
えられる。図１１に示されるように、書込みリストは
（順に）Ｂ７，Ｂ３，Ｂ１，Ｂ０，Ｂ５，Ｂ６，Ｂ９，
Ｂ２及びＢ８を含み、フリー・リストはＢ１０，Ｂ４及
びＢ１１を含む。ディスク記憶装置（図１０）、割振り
マップ（図１２）、間接マップ（図１３）はそれぞれ図
６、図８、図９から変化しない。
【００２８】図１４〜図１７は、上記のステップ（３）
及びステップ（４）で述べたように書込みリスト１４が
新しい物理位置に書込まれた後の各部の状況を示してい
る。このことはＩで述べた方法を２回実行する、つまり
Ｌ１，Ｌ６，Ｌ５，Ｌ３及びＬ２をトラック・グループ
Ｇ０に書込むのに１回、Ｌ０，Ｌ７，Ｌ４及びホストが
更新要求したＬ２をトラック・グループＧ１に書込むの
に１回実行することを要する。図１６に示すように、ト
ラック・グループＧ２は今未使用でフリーである。
及びステップ（４）で述べたように書込みリスト１４が
新しい物理位置に書込まれた後の各部の状況を示してい
る。このことはＩで述べた方法を２回実行する、つまり
Ｌ１，Ｌ６，Ｌ５，Ｌ３及びＬ２をトラック・グループ
Ｇ０に書込むのに１回、Ｌ０，Ｌ７，Ｌ４及びホストが
更新要求したＬ２をトラック・グループＧ１に書込むの
に１回実行することを要する。図１６に示すように、ト
ラック・グループＧ２は今未使用でフリーである。
【００２９】空トラック・グループの数が予め選択した
しきい値を下回る度に、すべて使用されている物理ブロ
ックに占有されているスペースを取り戻して（すなわ
ち、解放して）、空トラック・グループは作り出され
る。全てのトラック・グループを走査したときには、全
てのフリー・ブロックは空トラック・グループに結合す
る。しかし、空トラック・グループの数が選択したしき
い値を超えるまで、十分な数のトラック・グループを走
査するようにしてもよい。２つのしきい値のために選ぶ
値は適用業務による。また、トラック・グループをトラ
ック順に処理せずに、フリー・ブロックの数によって決
定した順に処理してもよい。すなわち、フリー・ブロッ
クを最も多く含むトラック・グループを最初に処理して
もよい。
しきい値を下回る度に、すべて使用されている物理ブロ
ックに占有されているスペースを取り戻して（すなわ
ち、解放して）、空トラック・グループは作り出され
る。全てのトラック・グループを走査したときには、全
てのフリー・ブロックは空トラック・グループに結合す
る。しかし、空トラック・グループの数が選択したしき
い値を超えるまで、十分な数のトラック・グループを走
査するようにしてもよい。２つのしきい値のために選ぶ
値は適用業務による。また、トラック・グループをトラ
ック順に処理せずに、フリー・ブロックの数によって決
定した順に処理してもよい。すなわち、フリー・ブロッ
クを最も多く含むトラック・グループを最初に処理して
もよい。
【００３０】上記の段落（２）で詳述したように、論理
ブロックを含むそれぞれのバッファは、書込みリスト１
４の先頭に付け加えられることに注意しなければならな
い。このことにより遅延されたユーザの書込み要求を古
い内容で上書きしてしまうという事態を防いでいる。ホ
スト要求に対する応答時間を過度に増やさないようにス
ペースの矯正を行うために、限られた数のトラック・グ
ループだけが、すなわち予め決めたしきい値を空トラッ
ク・グループの数が超えるまでが１回で処理される。
ブロックを含むそれぞれのバッファは、書込みリスト１
４の先頭に付け加えられることに注意しなければならな
い。このことにより遅延されたユーザの書込み要求を古
い内容で上書きしてしまうという事態を防いでいる。ホ
スト要求に対する応答時間を過度に増やさないようにス
ペースの矯正を行うために、限られた数のトラック・グ
ループだけが、すなわち予め決めたしきい値を空トラッ
ク・グループの数が超えるまでが１回で処理される。
【００３１】上記Ｉ及びＩＩで述べたステップは、Ｉの
ステップを完全に空のトラック・グループＧにのみ書込
むように変更すれば（それが最もよい例である）、パリ
ティ・ブロックを用いたディスク・アレイにも拡張でき
る。例えば、レベル５ＲＡＩＤに対しては１回にＫＮ個
の論理ブロックを書込まずに、Ｋ（Ｎ−１）個の論理ブ
ロックを各トラック・グループに書込み、それとともに
Ｋ（Ｎ−１）個の論理ブロックから計算されたパリティ
・ブロックを残ったＫ個の物理ブロックに書込む。選択
したトラック・グループのレベル５ＲＡＩＤ構成に対し
ては、パリティ・ブロックはディスク（ｍｏｄ Ｎ）の
トラックに記憶される。選択したトラック・グループの
物理ブロックすべてが割振り解除されるまではパリティ
・ブロックが算出されるブロックに再書込みしない。従
って、１つの物理ブロックの内容を、そのパリティ・グ
ループの他のブロックから再生することができる。この
再生は、当該他のブロックのいくつかが割振りマップ１
６において「Ｕ」のマークを付けられていた（割振り解
除がされていた）としても可能である。パリティ・グル
ープの中のいずれかのブロックが割り振られている限
り、パリティ・ブロックは使用中なのでそれ自身割振り
マップに表される必要はない。
ステップを完全に空のトラック・グループＧにのみ書込
むように変更すれば（それが最もよい例である）、パリ
ティ・ブロックを用いたディスク・アレイにも拡張でき
る。例えば、レベル５ＲＡＩＤに対しては１回にＫＮ個
の論理ブロックを書込まずに、Ｋ（Ｎ−１）個の論理ブ
ロックを各トラック・グループに書込み、それとともに
Ｋ（Ｎ−１）個の論理ブロックから計算されたパリティ
・ブロックを残ったＫ個の物理ブロックに書込む。選択
したトラック・グループのレベル５ＲＡＩＤ構成に対し
ては、パリティ・ブロックはディスク（ｍｏｄ Ｎ）の
トラックに記憶される。選択したトラック・グループの
物理ブロックすべてが割振り解除されるまではパリティ
・ブロックが算出されるブロックに再書込みしない。従
って、１つの物理ブロックの内容を、そのパリティ・グ
ループの他のブロックから再生することができる。この
再生は、当該他のブロックのいくつかが割振りマップ１
６において「Ｕ」のマークを付けられていた（割振り解
除がされていた）としても可能である。パリティ・グル
ープの中のいずれかのブロックが割り振られている限
り、パリティ・ブロックは使用中なのでそれ自身割振り
マップに表される必要はない。
【００３２】制御装置１０はディスク制御装置とホスト
・コンピュータ（すなわち、オペレーティング・システ
ムのページング・システムないしはバッファ管理プログ
ラム、データベース・システム、またはディスク・ファ
イル・システム）とのどちらでもよい。後者の場合、揮
発性のバッファはバッファ管理プログラム中のものであ
る。
・コンピュータ（すなわち、オペレーティング・システ
ムのページング・システムないしはバッファ管理プログ
ラム、データベース・システム、またはディスク・ファ
イル・システム）とのどちらでもよい。後者の場合、揮
発性のバッファはバッファ管理プログラム中のものであ
る。
【００３３】さらに、本発明は、書込み先行記録と２次
の記憶装置に対する遅延更新とを行う、最新のオンライ
ン・トランザクション処理システムに特に適用可能であ
る。トランザクション中にディスクに更新の書込みをせ
ずに、揮発性の記憶域バッファに対して更新を行ってか
ら時間をおいてそのバッファから書込むようにする。こ
のことによって書込むべき多数の更新されたバッファが
利用可能になるまで書込み操作を遅延させることがで
き、このようにして、本発明の最大の利点が達成され
る。
の記憶装置に対する遅延更新とを行う、最新のオンライ
ン・トランザクション処理システムに特に適用可能であ
る。トランザクション中にディスクに更新の書込みをせ
ずに、揮発性の記憶域バッファに対して更新を行ってか
ら時間をおいてそのバッファから書込むようにする。こ
のことによって書込むべき多数の更新されたバッファが
利用可能になるまで書込み操作を遅延させることがで
き、このようにして、本発明の最大の利点が達成され
る。
【００３４】本発明は上記に述べた実施例に限定される
ものではなく、下記のように変更することができる。
ものではなく、下記のように変更することができる。
【００３５】（１）ｎ＝ＫＮの未書込みのブロックが蓄
積されるまで書込み操作を遅延させることができないよ
うな適用業務においては、ホストからの特定の命令に応
じてｎ＜ＫＮのブロックを（例えば、一部使用中のトラ
ック・グループに）書込むことができる。
積されるまで書込み操作を遅延させることができないよ
うな適用業務においては、ホストからの特定の命令に応
じてｎ＜ＫＮのブロックを（例えば、一部使用中のトラ
ック・グループに）書込むことができる。
【００３６】（２）揮発性のバッファは不揮発性のバッ
ファに置き換えることができる。その際、書込みステッ
プの終わりではなく更新ブロックを不揮発メモリ中に記
憶したらすぐに書込み操作の完了をホストに伝達する。
そして書込み操作は不揮発バッファ中にＫＮ個の論理ブ
ロックが蓄積されてから行う。
ファに置き換えることができる。その際、書込みステッ
プの終わりではなく更新ブロックを不揮発メモリ中に記
憶したらすぐに書込み操作の完了をホストに伝達する。
そして書込み操作は不揮発バッファ中にＫＮ個の論理ブ
ロックが蓄積されてから行う。
【００３７】（３）間接マップは、不揮発性のランダム
・アクセス・メモリや種々のよく知られた技術、（例え
ばＲ．Ｂａｙｅｒ他編の「Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ Ｓｙｓ
ｔｅｍ： Ａｎ Ａｄｖａｎｃｅｄ Ｃｏｕｒｓｅ」
（Ｓｐｒｉｎｇｅｒ−Ｖｅｒｌａｇ，１９７９年，ｐｐ
３９３−４８１）の中の「Ｎｏｔｅｓ ｏｎ Ｄａｔａ
ｂａｓｅ Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ Ｓｙｓｔｅｍｓ」とい
うＪ．Ｎ．Ｇｒａｙの記事にのべられているような安定
記憶や書込み先行記録）で実施できる。基本的な要求
は、データが実際に新しい物理ブロックに書込まれて間
接マップが不揮発記憶装置中で更新されるまでユーザに
対しては書込み操作の完了が知らされないことである。
・アクセス・メモリや種々のよく知られた技術、（例え
ばＲ．Ｂａｙｅｒ他編の「Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ Ｓｙｓ
ｔｅｍ： Ａｎ Ａｄｖａｎｃｅｄ Ｃｏｕｒｓｅ」
（Ｓｐｒｉｎｇｅｒ−Ｖｅｒｌａｇ，１９７９年，ｐｐ
３９３−４８１）の中の「Ｎｏｔｅｓ ｏｎ Ｄａｔａ
ｂａｓｅ Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ Ｓｙｓｔｅｍｓ」とい
うＪ．Ｎ．Ｇｒａｙの記事にのべられているような安定
記憶や書込み先行記録）で実施できる。基本的な要求
は、データが実際に新しい物理ブロックに書込まれて間
接マップが不揮発記憶装置中で更新されるまでユーザに
対しては書込み操作の完了が知らされないことである。
【００３８】
【発明の効果】ディスク記憶装置においてランダム書込
み操作を完了する速度を順次書込み操作により近づけさ
せることができる。
み操作を完了する速度を順次書込み操作により近づけさ
せることができる。
【図１】本発明を具体化したディスク記憶装置の概要図
である。
である。
【図２】図１のシステムにおいて本発明の実行のための
個々のステップが完了したときのディスク装置Ｄの内容
を示す図である。
個々のステップが完了したときのディスク装置Ｄの内容
を示す図である。
【図３】図１のシステムにおいて本発明の実行のための
個々のステップが完了したときのバッファ１２の内容を
示す図である。
個々のステップが完了したときのバッファ１２の内容を
示す図である。
【図４】図１のシステムにおいて本発明の実行のための
個々のステップが完了したときの割振りマップ１６の内
容を示す図である。
個々のステップが完了したときの割振りマップ１６の内
容を示す図である。
【図５】図１のシステムにおいて本発明の実行のための
個々のステップが完了したときの間接マップ１８の内容
を示す図である。
個々のステップが完了したときの間接マップ１８の内容
を示す図である。
【図６】図１のシステムにおいて本発明の実行のための
個々のステップが完了したときのディスク装置Ｄの内容
を示す図である。
個々のステップが完了したときのディスク装置Ｄの内容
を示す図である。
【図７】図１のシステムにおいて本発明の実行のための
個々のステップが完了したときのバッファ１２の内容を
示す図である。
個々のステップが完了したときのバッファ１２の内容を
示す図である。
【図８】図１のシステムにおいて本発明の実行のための
個々のステップが完了したときの割振りマップ１６の内
容を示す図である。
個々のステップが完了したときの割振りマップ１６の内
容を示す図である。
【図９】図１のシステムにおいて本発明の実行のための
個々のステップが完了したときの間接マップ１８の内容
を示す図である。
個々のステップが完了したときの間接マップ１８の内容
を示す図である。
【図１０】図１のシステムにおいて本発明の実行のため
の個々のステップが完了したときのディスク装置Ｄの内
容を示す図である。
の個々のステップが完了したときのディスク装置Ｄの内
容を示す図である。
【図１１】図１のシステムにおいて本発明の実行のため
の個々のステップが完了したときのバッファ１２の内容
を示す図である。
の個々のステップが完了したときのバッファ１２の内容
を示す図である。
【図１２】図１のシステムにおいて本発明の実行のため
の個々のステップが完了したときの割振りマップ１６の
内容を示す図である。
の個々のステップが完了したときの割振りマップ１６の
内容を示す図である。
【図１３】図１のシステムにおいて本発明の実行のため
の個々のステップが完了したときの間接マップ１８の内
容を示す図である。
の個々のステップが完了したときの間接マップ１８の内
容を示す図である。
【図１４】図１のシステムにおいて本発明の実行のため
の個々のステップが完了したときのディスク装置Ｄの内
容を示す図である。
の個々のステップが完了したときのディスク装置Ｄの内
容を示す図である。
【図１５】図１のシステムにおいて本発明の実行のため
の個々のステップが完了したときのバッファ１２の内容
を示す図である。
の個々のステップが完了したときのバッファ１２の内容
を示す図である。
【図１６】図１のシステムにおいて本発明の実行のため
の個々のステップが完了したときの割振りマップ１６の
内容を示す図である。
の個々のステップが完了したときの割振りマップ１６の
内容を示す図である。
【図１７】図１のシステムにおいて本発明の実行のため
の個々のステップが完了したときの間接マップ１８の内
容を示す図である。
の個々のステップが完了したときの間接マップ１８の内
容を示す図である。
１０・・・制御装置 １２ａ・・・バッファ １２ｂ・・・バッファ １２ｎ・・・バッファ １３・・・フリー・リスト １４・・・書込みリスト １６・・・割振りマップ １８・・・間接マップ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジェームズ・クリストファー・ワイリー アメリカ合衆国カリフォルニア州モンテセ レノ チャドボーン・レーン 18392
Claims (13)
- 【請求項１】ディスク記憶装置において、１個の論理ブ
ロックに相当する容量を持つバッファを複数持ち該複数
のバッファに更新するべきデータの論理ブロックを蓄積
するステップと、該蓄積した論理ブロックの数が選択し
た値に達するまで該論理ブロックの更新を遅延させるス
テップと、１個以上のディスク記憶装置の選択したトラ
ック上の未使用ブロックに、前記選択した数の論理ブロ
ックをブロックを物理ブロックとして前記バッファから
連続した書込み操作で順次に書込むステップと、を含む
ディスク記憶装置のデータ更新方法。 - 【請求項２】上記書込むステップにおいて複数のディス
ク記憶装置に上記ブロックが並行して書込まれる、請求
項１の方法。 - 【請求項３】Ｋを各トラック上の長さの等しいブロック
の数とし、Ｎをディスク記憶装置の数とし、かつＫブロ
ック全てが未使用とするとき、上記選択した値がｎ＝Ｋ
Ｎで表されるｎである、請求項１の方法。 - 【請求項４】Ｋを各トラック上の長さの等しいブロック
の数とし、Ｎをディスク記憶装置の数とし、かつ未使用
ブロックがＫ未満とするとき、上記選択した値がｎ＜Ｋ
Ｎで表されるｎである、請求項１の方法。 - 【請求項５】上記書込むステップの後に、各論理ブロッ
クを物理ブロックに対応させる不揮発性の間接マップを
更新するステップを含む、請求項１の方法。 - 【請求項６】蓄積した論理ブロックを物理ブロックとし
てバッファからディスク記憶装置に書込む順序のリスト
を管理するステップを含む、請求項１の方法。 - 【請求項７】蓄積したブロックを物理ブロックに対応さ
せる間接マップと、未使用の各物理ブロックを特定する
割振りマップとを使用し、上記書込むステップの後に、
上記書込むステップの前に論理ブロックが属していた物
理ブロックが未使用状態になったこと、及び上記書込む
ステップの最中に論理ブロックが書込まれた物理ブロッ
クが未使用状態ではなくなったことを、各書込まれた論
理ブロックに対して割振りマップに示すステップを含
む、請求項１の方法。 - 【請求項８】データの物理ブロックのサブセットがパリ
ティ・ブロックを含み、上記選択した数が選択したトラ
ックにあるすべての物理ブロックの数であり、かつパリ
ティ・ブロックを含まない、請求項１の方法。 - 【請求項９】選択した数が選択したトラックの物理ブロ
ックの数である、請求項１の方法。 - 【請求項１０】１個以上のディスク記憶装置の選択でき
るトラック上に、論理ブロックが連続して書込めるよう
な連続した未使用物理ブロックを作るために、前記ディ
スク記憶装置上の各物理ブロックから他の物理ブロック
に論理ブロックを転送するステップを含む、請求項１の
方法。 - 【請求項１１】どの物理ブロックが未使用かを示す揮発
性の割振りマップを含む、請求項１０の方法。 - 【請求項１２】上記転送するステップ中、それぞれのト
ラック・グループに含まれる未使用ブロックの数の順に
トラック・グループから論理ブロックを転送する、請求
項１０の方法。 - 【請求項１３】未使用物理ブロックの数が予め選択した
しきい値を下回る度に上記転送ステップを実行する、請
求項１０の方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US98703692A | 1992-12-07 | 1992-12-07 | |
| US987036 | 1992-12-07 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06214720A true JPH06214720A (ja) | 1994-08-05 |
Family
ID=25533002
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5302051A Pending JPH06214720A (ja) | 1992-12-07 | 1993-12-01 | ディスク記憶装置のデータ更新方法 |
Country Status (3)
| Country | Link |
|---|---|
| EP (1) | EP0601738A1 (ja) |
| JP (1) | JPH06214720A (ja) |
| KR (1) | KR970004255B1 (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6233648B1 (en) | 1997-12-26 | 2001-05-15 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Disk storage system and data update method used therefor |
| KR100310896B1 (ko) * | 1997-08-08 | 2001-11-15 | 니시무로 타이죠 | 디스크기억장치의데이터갱신방법및디스크기억제어장치 |
| US7216199B2 (en) | 2001-01-09 | 2007-05-08 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Disk control system and method |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP3287203B2 (ja) * | 1996-01-10 | 2002-06-04 | 株式会社日立製作所 | 外部記憶制御装置及び外部記憶制御装置間データ転送方法 |
| US6467014B1 (en) * | 2000-02-29 | 2002-10-15 | Plasmon Lms, Inc. | Automatic mapping and efficient address translation for multi-surface, multi-zone storage devices |
Family Cites Families (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS59146355A (ja) * | 1983-02-09 | 1984-08-22 | Hitachi Ltd | 直接アクセス記憶装置のデ−タセツト再編成方法 |
| JPH073661B2 (ja) * | 1988-05-05 | 1995-01-18 | インターナシヨナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーシヨン | 情報処理システム及びその制御方法 |
| WO1990006550A1 (en) * | 1988-12-08 | 1990-06-14 | Cray Research, Inc. | Single disk emulation for asynchronous disk array |
| US5276840A (en) * | 1991-03-22 | 1994-01-04 | Acer Incorporated | Disk caching method for writing data from computer memory including a step of writing a plurality of physically adjacent blocks in a single I/O operation |
-
1993
- 1993-11-05 KR KR1019930023373A patent/KR970004255B1/ko not_active Expired - Lifetime
- 1993-11-24 EP EP93309392A patent/EP0601738A1/en not_active Withdrawn
- 1993-12-01 JP JP5302051A patent/JPH06214720A/ja active Pending
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100310896B1 (ko) * | 1997-08-08 | 2001-11-15 | 니시무로 타이죠 | 디스크기억장치의데이터갱신방법및디스크기억제어장치 |
| US6233648B1 (en) | 1997-12-26 | 2001-05-15 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Disk storage system and data update method used therefor |
| US7216199B2 (en) | 2001-01-09 | 2007-05-08 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Disk control system and method |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EP0601738A1 (en) | 1994-06-15 |
| KR970004255B1 (ko) | 1997-03-26 |
| KR940015784A (ko) | 1994-07-21 |
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