JPH06511099A - 不均一ストライプサイズマッピングスキームを用いたディスク配列操作を実行する方法 - Google Patents

Abstract

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Description

【発明の詳細な説明】 不均−スドライブサイズマツピングスキームを用いたディスク配列操作を実行す る方法技術分野 本発明は、コンピュータシステムにおける多重ディスク・ドライブのための性能 を改善する方法を指向し、特に、パリティデータ冗長及び回復保護機能を用いて 、ディスク配列における書込操作を実行する方法に関する。

背景技術 ディスクを利用するマイクロプロセッサ及びコンピュータが近年の間にますます いっそう強力になってきている。現在、利用可能なパソコンは、１０年前のメイ ンフレーム及びミニコンピユータを上回る性能を持っている。３２ビツト幅のマ イクロプロセッサデータ・バスが広範囲に利用可能となり、一方過去では８ビツ トが従来となり、１６ビツトが普通になった。

パソコンシステムは、長年にわたって発展し、新しい使用が日毎発見されている 。使用法が変化し、この結果、完全なコンピュータシステムを形成する種々のサ ブシステムの異なる要望がある。コンピュータシステムの増大した性能によって 固定ディスクドライブ等の大容量記憶サブシステムがコンピュータシステムのデ ータの転送でますます重要な役割を果たすことが明白になった。過去数年におい てはディスク配列サブシステムとして参照される記憶サブシステムにおける新し い傾向がデータ転送性能、容量及び信頼性を改善するために出現してきた。ディ スク配列サブシステムを確立する１つの理由は非常に高いデータ転送率を持つ論 理的デバイスを創ることである。これは、多重の標準ディスク・ドライブを相互 に「集団化」して、これらのドライブの授受データを並列に転送することによっ て達成できる。従って、データは、各ディスクがデータファイルを備えたデータ の部分を持つように、ディスク配列を備えた各ディスクを横断して記憶される。

もしｎ個のドライブが相互に集団化されるならば、有効データ転送率がｎ倍まで 増加し得る。この技術はストライプとして知られ、２次記憶への大量の往来デー タの転送が頻繁に要求される超計算環境で始めに採用された。

このストライプにおいては、連続データブロックがセクタサイズのような単位長 の区分に分割され、連続区分が単一ディスクドライブの序列位置でなく、複数の ディスクドライブに順次書き込まれる。各ディスクを横断して記憶されたデータ の単位長即ち容量がストライプサイズとして参照される。このストライプサイズ は、データ転送特性及びアクセス時間に影響を及ぼして、一般にディスク配列の 往来データの転送を最適化するように選ばれる。もしデータブロックがｎ単位長 より長いならば、プロセスは、各ディスク・ドライブ上の次のストライプ位置毎 に繰り返される。この方法によってｎ物理的ドライブは、単−論理的デバイスに なり、ソフトウェア又はハードウェアのいずれかを通して実行されてもよい。

ディスク配列サブシステムにおけるデータ保護及び回復用に形成するために用い た１つの技術がパリティスキームとして参照される。このパリティスキームでは 、配列内の種々のドライブに書き込まれるデータブロックが用いられ、公知の排 他的論理和（ＸＯＲ）技術が配列内の予約即ちパリティ用ドライブに書き込まれ たパリティ情報を創るために用いられる。パリティスキームの利点は、配列内の データ冗長及び回復目的に専念するデータ記憶の量を最小にするために使われて もよいことである。例えば、図１は、３つのディスク即ちディスクＯ、ディスク １及びディスク２がデータ記憶のために使われ、１つのディスク即ちディスク３ がパリティ情報を記憶するために使われる伝統的３＋１マツピングスキームを説 明している。図１において、番号又は番号に結合した文字Ｐを囲む各長方形は、 好ましくは５１２バイトであるセクタに対応する。図１に示すように、各完全な ストライブは、ディスク毎にデータ記憶の合計１２セクタのために各ディスクＯ １１及び２から４セクタを使う。５１２バイトの標準セクタサイズを仮定すると 、これらの各ディスクストライブのストライブサイズは、ストライブを備えた複 数のディスクの１つにストライブを割り当てられた記憶量として定義された２キ ロバイトである。このように、ストライブに割りあてられた各ディスクの部分の 合計を含む各完全なストライブが、データの６キロバイトを記憶することができ る。各ストライブのディスク３が、パリティ情報を記憶するために使われる。し かしながら、ディスク配列システムにおけるパリティ欠陥許容技術の使用に多く の不利なことがある。図１で説明された３＋１マツピングスキームにとって１つ の不利なことは、データドライブが更新され或は書き込まれる毎に、パリティド ライブが更新されなければならないので、ディスク配列内の性能をロスすること である。データは、データドライブにデータを書込むのみでなく、パリティドラ イブに更新されたパリティ情報を書き込むためにＸＯＲプロセスを通過しなけれ ばならない。このプロセスは、分配されたパリティデータを持つことによって、 専念のパリティディスク上の負荷を救済して、部分的に軽減されるかもしれない 。しかしながらこれは全部のデータ書込操作の回数を減少しない。

パリティ欠陥許容技術にとって他の不利なことは、伝統的オペレーティング・シ ステム即ちオーニスが部分的ストライブ書込操作として参照されるディスク配列 のストライブサイズよりしばしば小さいディスクサブシステムに多くの小さい書 込を実行することである。例えば、多くの伝統的ファイルシステムは、ファイル システム内のファイル、ディレクトリ及び自由空間の構造を示すために、小さい データ構造を使う。代表的ＵＮ　Ｉ　Ｘファイルシステムにおいては、この情報 が一般にサイズで２キロバイトであるｌＮ０ＤＥ又はｉノードと言われた構造で 保持される。ｌＮ０ＤＥ即ちＩＮＤＥＸ　ＭＯＤＥは、データが配置される位置 、所有及び使用ユーザ、ファイルが修正又はアクセスされた最新時刻、ＭＯＤＥ が修正された最新時刻及びリンク数又はそのｌＮ０ＤＥと協働したファイル名の ファイルのタイプ及びサイズに関する情報を含む。Ｏ５／２高性能フアイルシス テムでは、この構造がＦＮＯＤＥと言われる。これらの構造はファイルアクセス 及び修正日付及びファイルサイズ情報を含んでいるので、しばしば更新される。

これらの構造は、ディスク配列に使われた代表的データストライブサイズと比較 してかなり小さく、従って、部分的ストライプ書込操作が多くなる原因になる。

部分的ストライプ書込操作が相当頻繁にディスク配列で発生した時には、後述さ れるように、ディスク上の現存のデータ又はパリティ情報が新規パリティ情報を 生成するために、ディスクから読出さなければならないので、ディスクサブシス テムの性能が深刻に縮小される。これは、ディスク・ドライブの余分な回転を生 じさせ、要求を実施する時間の遅れとなる。実操作の実施に要求される時間に加 えて、ディスクの同じセクタへのＷＲＩＴＥ操作が追従するＲＥＡＤ操作はハー ド（固定）ディスク・ドライブのある形式で、１ディスク回転即ち約１６．５ミ リ秒のロスとなることが認められる。

データの完全なストライブが配列に書き込まれる限り、パリティ情報は、ドライ ブ配列に書き込まれたデータから直接生成されてもよく、それ故、ディスクスト ライプのどんな余分な読出も必要とされない。しかしながら、問題は、前述され るようにディスク配列の制御器が完全なストライブのためにパリティを計算する ために書き込まれたデータから十分な情報を得られないので、コンピュータがデ ィスク配列に部分的ストライブのみを書き込む時に発生する。このように部分的 ストライプ書込操作は、一般に最初読み出され、ホストシステムで活性なプロセ スによって修正され、データディスク上の同じアドレスに書き戻される、ディス クに記憶されたデータを必要とする。この操作は、データディスクＲＥＡＤ、デ ータの修正及び同じアドレスへのデータディスクＷＲＩＴＥから成る。一般に部 分的ストライブ書込操作毎にパリティ情報を計算するために使われた２つの技術 がある。

第１の技術では、ＸＯＲパリティ欠陥許容システムにおけるデータディスクへの 部分的ストライブ書込がパリティ欠陥許容まずコンピュータシステムは、更新さ れるデータディスクセクタ毎にパリティディスクからのパリティ情報及びデータ ディスクから置換される古いデータ値を読み出す。その後ＸＯＲパリティ情報は 、古いデータセクタ同士を排他的論理和することによって、関連のパリティセク タを置換するホスト又はローカルプロセッサ又は専用ロジックによって再計算さ れる。これはそれらのデータ値なしでパリティ値を回復する。新規データ値は、 新規パリティデータを生成するために、この回復された値に排他的論理和される 。その後ＷＲＩＴＥコマンドはデータディスクに更新されたデータを書込み、パ リティディスクに新規パリティ情報を書込んで実行される。このプロセスは、新 規ＸＯＲパリティ情報の生成前に２つの追加の部分的セクタＲＥＡＤ操作即ちパ リティディスクからの読出と、古いデータの読出とが要求されることが認められ る。追加的にＷＲＩＴＥ操作は丁度読出された位置にある。従ってデータ転送性 能に不利を招く。

第２の方法は、ＷＲＩＴＥ操作で置換されないという事実にもかかわらずストラ イブのために拒否できないデータの残りを読むことを必要とする。新規パリティ 情報は、回復された古い（旧）データ及び新規データを使って、更新している全 ストライプのために決定されてもよい。このプロセスは、置換すべきでないデー タのＲＥＡＤ操作と、パリティ情報をセーブするフル（全）ストライプＷＲＩＴ Ｅ操作とを必要とする。

先行技術によると、ディスク配列を利用しているパリティ欠陥許容法は、部分的 ストライプＷＲＩＴＥ操作を管理するために、上記技術の１つを実行しなければ ならなかった。それ故、部分的ストライブ書込は、書込まれなかったストライブ の残りがフェッチされなければならず、或は、ストライブのための現存のパリテ ィ情報がその情報の実害込より前に読出されなければならないので、システム効 率に害させた。従って、部分的ストライブ書込操作の回数を減少させるためには 、パリティ欠陥許容ディスク配列におけるディスクＷＲＩＴＥ操作を実行する改 善された方法の必要性がある。

ディスク・ドライブ゛のバックグラウンドでフォーマット化が適切であると思わ れる。また製造業者は、ディスク・ドライブが生産又は製作される時に、ディス クを低レベルにフォーマット化している。低レベルフォーマット操作は、セクタ の形成と共に、フォーマット化の完了後にセクタを同定するために使われるそれ らのアドレスのマーク化を伴う。セクタのデータ部分が確立されて、ダミーのデ ータが満たされる。ディスク・ドライブユニットがコンピュータシステムと協働 した時には、ディスク制御器及びコンピュータシステムを管理する各オーニスが ディスク・ドライブの高レベル即ち論理的フォーマットを形成して、ディスクに 「ファイルシステム」を位置させて、ディスク・ドライブを標準のオーニスに合 わせるようにしなければならない。この高レベルのフォーマット化は、［メイク ファイルシステム」プログラムとして参照されるオーニスサービスと関連して各 ディスク制御器によって実行される。ＵＮＩＸオーニスでは、メイクファイルシ ステムプログラムは、ディスク配列上のファイルシステムを創るために、ディス ク制御器と関連して働く。伝統的システムでは、オーニスがブロック又はセクタ の連続リストとしてディスクを考察し、メイクファイルシステムプログラムがこ れらブロックのトポロジーに関して意識しない。

発明の開示 本発明は、ディスク配列サブシステムを持つコンピュータシステムにおけるディ スク性能を改善する方法及び装置を指向する。本発明に従った方法においては、 ディスク配列がデータストライブの可変サイズを持つある指定領域を含む不均一 マツピングスキームが使われる。このディスク配列は、ファイルシステムで頻繁 に用いられる内部データ構造のサイズと殆ど同じであるストライブサイズを持つ 複数のデータストライブからなる領域と、一般のデータ記憶のために使われるよ り大きいストライブサイズを持つ複数のデータストライブを含む領域とを含む。

小さいデータ構造の１つを伴って書込操作が発生する時には、好ましくはそのデ ータ構造は、完全なストライブサイズがデータ構造のサイズと一致したディスク 配列における小さいストライブ領域にマツプされる。この様にファイルシステム データ構造が更新する時にはいつでも、操作がフルなストライブ書込である。こ れは部分的ストライブ書込操作の回数を減少させ、かくして、これらの操作と関 連する性能不利益も減少させる。

本発明のより良い理解は、以下の好ましい実施例の詳細な記述が添付図面ととも に熟慮される時に得ることができる。

図面の簡単な説明 図１は、均一　ストライプサイズを持つ伝統的３＋１デイスク配列マツピングス キームの先行技術図である。

図２及び３は、本発明の方法が実施されてもよい記述的コンピュータシステムの ブロック図である。

図４は、好ましい実施例のディスクサブシステムのブロック図である。

図５は好ましい実施例による図４の転送制御器の機能的ブロック図である。

図６は、第１の実施例による可変サイズのストライブを持つ３＋１ディスク配列 マツピングスキームの図である。

図７は、本発明の第２の実施例による可変ストライブサイズを持つＲＡＩＤ５　 ３＋１ディスク配列マツピングスキームの図である。

図８は発明の好ましい実施例による４＋１ディスク配列マツピングスキームの図 である。

図９は本発明の方法によるＷＲＩＴＥ操作のフローチャート図である。

図１０は、本発明の方法によるＲＥＡＤ操作のフローチャート図である。

発明を実施するための最良の形態 以下に記述されたコンピュータシステム及びディスク配列サブシステムは本発明 の好ましい実施例を代表している。勿論、以下に記述されたシステムの能力を持 たない他のコンピュータシステムが本発明を実施するために用いることが予想さ れる。

合図２及び３を参照して、文字Ｃは、一般に本発明が実施されてもよいコンピュ ータシステムを明示している。明確化のためにシステムＣは、丸数字１から８で 参照される相互接続部を有する図２及び３の２つの部分で示される。システムＣ は４つのバスを経て相互接続される多くのブロック要素を含む。

中央処理ユニッ１−ＣＰＵは、システムプロセッサバス２６に接続されたシステ ムプロセッサ２０と、数値コプロセッサ２２と、キャッシュメモリ制御器２４と 、関連のロジック回路とを備える。キャッシュ制御器２４には、高速キャッシュ データランダムアクセスメモリ　（ＲＡＭ）２８、非キャッシュ化メモリアドレ ス（ＮＣＡ）マツププログラミングロジック回路３０、非キャッシュ化アドレス 又はＮＣＡメモリマツプ３２、アドレス交換ラッチ回路３４、データ交換トラン シーバ３６及びページヒツト検知ロジック４３が協働する。またＣＰＵには、シ ステムプロセッサ用意ロジック回路３８、次のアドレス（ＮＡ）イネーブルロジ ック回路４０及びバス要求ロジック回路４２が協働する。

システムプロセッサは、好ましくはインテル社８０３８６マイクロプロセツサで ある。システムプロセッサ２ｏは、システムプロセッサバス２６にインタフェー スされた制御、アドレス及びデータラインを持っている。コプロセッサ２２は、 好ましくはローカルプロセッサバス２６及びシステムプロセッサ２゜に公知方法 でインタフェースしているインテル８０３８７又はウェイチック社のＷＴＬ３１ ６７数値プロセッサである。キャッシュＲＡＭ２８は、好ましくは必要とされた キャッシュメモリ操作を実行するために、キャッシュ制御器２４の制御下でバス ２６のアドレス及びデータ要素とインタフェースする好適に高速の静的ランダム アクセスメモリである。キャッシュ制御器２４は、好ましくは２ウエイセツト・ アソシアチブ・マスタモードで動作するようにコンフィギユレーションされたイ ンテル８２３８５キヤツシユ制御器である。好ましい実施例では、構成要素が各 ユニットの３３ＭＨｚバージョンである。所望ならば、インテル８０４８６マイ クロプロセツサ及び外部のキャッシュメモリシステムが８０３８６、数値コプロ セッサ、８２３８５及びキャッシュＲＡＭを置換してもよい。アドレスラッチ回 路３４及びデータトランシーバ３６は、プロセッサ２ｏと共にキャッシュ制御器 ２４にインタフェースして、プロセッサバス２６及びホスト又はメモリバス４４ 間をインターフェイスするローカルバスを形成する。回路３８は、バス２６への アクセスを制御し、次のサイクルを始める時を指示するバス用意信号を供給する ロジック回路である。イネーブル回路４０は、パイプラインアドレスモードにお けるサブシステム要素によって利用されるべきデータ又はコードの次のアドレス がローカルバス２６に置かれてもよいことを指示するために利用される。

非キャッシュ化メモリアドレス（ＮＣＡ）マツププログラマ３０は、プロセッサ ２０及び非キャッシュ化アドレスメモリ３２と協働して、非キャッシュ化メモリ 位置をマツプする。非キャッシュ化アドレスメモリ３２は、種々の型のキャッシ ュコヒーレンジ問題を回避するために非キャッシュ化されるシステムメモリの領 域を指定するために利用される。バス要求ロジック回路４２は、要求されたデー タがキャッシュメモリ２８に位置せず、システムメモリへのアクセスが必要とさ れる時のような状況でホストバス４４へのアクセスを要求するために、プロセッ サ２０及び関連の要素によって利用される。

主メモリ配列即ちシステムメモリ５８はホストバス４４に結合される。主メモリ 配列５８は、好ましくはダイナミック・ランダムアクセスメモリである。メモリ ５８はＥＩＳＡパスバッファ（ＥＢＢ）データバッファ回路６０、メモリ制御回 路６２及びメモリマツパ６８を経てホストバス４４にインタフェースする。この バッファ６０は、データを転送しパリティを生成及び検査する機能を実行する。

メモリ制御器６２及びメモリマツパ６８はアドレスマルチプレクサ及びコラムア ドレスストローブ（ＡＤＤＲ／ＣＡＳ）バッファ６６及び７リアドレスストロー ブ（ＲＡＳ）イネーブルロジック回路６４を経由してメモリ５８にインタフェー スする。

図面において、システムＣは、プロセッサバス２６又はホストバス４４、拡張型 産業標準アーキテクチャ（ＥＩＳＡ）バス４６　（図３）及びＸバス９０（図３ ）を持つものとして形成される。図３に示され以下に詳述されないシステムの部 分の詳細は、充分にコンフィグされたコンピュータシステムの例を説明したもの より本発明にとって重要でない。図３に示されたシステムＣの部分は、必要なＥ ＩＳＡバス４６、ＥＩＳＡバス制御器４８ＥＢＢデータバッファ５０及びアドレ スラッチ及びバッファ５２として参照するＥＩＳＡバス４６及びホストバス４４ 間をインタフェースするデータラッチ及びトランシーバを含む必須的に形成され たＥＩＳＡシステムである。また、図２には、ＥＩＳＡ基準のコンピュータシス テムで使われた数々の要素と協働する集積されたシステム周辺機器（ＩＳＰ）５ ４が示される。

集積されたｌ５Ｐ５４は、プロセッサ２０へのアクセスを必要としないで、主メ モリ５８　（図１）又はＥＩＳＡスロットに差し込まれるメモリ及び入力／出力 （Ｉｌｏ）位置間のアクセスを制御するために直接メモリアクセス制御器５６を 含む。また、ｌ５Ｐ５４は、割込み制御器７０、マスクされない割込みロジック ７２及び割込み信号の制御を許容し、ＥＩＳＡ仕様書及び従来の慣習に従った方 法で必要なタイミング信号及びウェイト状態を発生するシステムタイマ７４を含 む。好ましい実施例では、割込み要求を発生したプロセッサが、従来のインテル ８２５９割込み制御器をエミュレートし、拡張した２つの割り込み制御回路を経 由して制御される。また、ｌ５Ｐ５４はバス制御器４８と協力して、ＥＩＳＡバ ス４６に配置されるキャッシュ制御器２４、ＤＭＡ制御器５６及びバスマスクデ バイスによるＥＩＳＡバス４６用の種々の要求間で制御し仲介するバス仲介ロジ ック７５を含む。

７８と、ＩＳＡ及びＥＩＳＡデータ・バス８０及び８２とを含み、ＥＩＳＡバス ４６からＩＳＡ制御制御バス上６力してＸバス９０を経てインタフェースされる 。Ｘバス９０のための制御及びデータ／アドレス転送は、Ｘバス制御ロジック９ ２、データバッファ９４及びアドレスバッファ９６によって容易にされる。

Ｘバスには好適なキーボード及びマウスをコネクタ１００及び１０２を経由して Ｘバス９０に各々インタフェースするキーボード／マウス制御器９８のような種 々の周辺デバイスが取付けられる。またＸバスには、システムＣおよびシステム ビデオ操作のために基本操作ソフトウェアを含む読出専用メモリ即ちＲＯＭ回路 １０６が取付られる。また、直列通信ボート１０８は、Ｘバス９０を経てシステ ムＣに接続している。ブロック回路１１０には、フロッピ・ディスクサポート、 並列ポート、第２の直列ポート及びビデオサポート回路がある。

コンピュータシステムＣは、ディスク配列制御器１１２、固定ディスクコネクタ １１４及び固定ディスク配列１１６を含むディスクサブシステム１１１を含む。

ディスク配列制御器１１２はＥＩＳＡバス４６に好ましくはスロットによって接 続されて、ＥＩＳＡバス４６を通してデータ及びアドレス情報を通信する。固定 ディスクコネクタ１１４はディスク配列制御器１１２に接続し、順に固定ディス ク配列１１６に接続している。

今図４を参照して、本発明の詳細な説明するために使われたディスクサブシステ ム１１１が示される。ディスク配列制御器１１２は、好ましくはインテル８０１ ８６のローカルプロセッサ１３０を持っている。このローカルプロセッサ１３０ は多重化されたアドレス／データバスＵＡＤ及び制御出力ＵＣを持っている。多 重化されたアドレス／データバスＵＡＤは、出力がローカルプロセッサデータ・ バスＵＤであるトランシーバ１３２に接続している。また、多重化されたアドレ ス／データバスＵＡＤは、Ｑ出力がローカルプロセッサアドレス・バスＵＡを形 成するラッチ１３４のＤ入力にも接続している。ローカルプロセッサ１３０は、 多重化されたアドレス／データバスＵＡＤ及びアドレスデータ・バスＵＡを経て 結合されるランダムアクセスメモリ　（ＲＡＭ）１３６と協働する。ＲＡＭ１３ ６は適切なタイミング信号を展開するために、プロセッサ制御バスＵＣに接続し ている。同様に読出専用メモリ　（ＲＯＭ）１３８は、多重化されたアドレス／ データバスＵＡＤ、プロセッサアドレス・バスＵＡ及びプロセッサ制御バスＵＣ に接続している。このように、ローカルプロセッサ１３０は、そのデータ記憶用 及び操作を制御するために自前の局所メモリを持っている。プログラムできる配 列ロジック（ＰＡＬ）デバイス１４０は、ディスク配列制御器１１２で利用され た追加の制御信号を展開するために、ローカルプロセッサ制御バスＵＣに接続し ている。

また、ローカルプロセッサアドレス・バスＵＡ、ローカルプロセッサデータ・バ スＵＤ及びローカルプロセッサ制御バスＵＣは、バスマスクインターフェイス制 御器（ＢＭＩＣ）１４２に接続している。８ＭＩＣ１４２はＥＩＳＡ又はＭＣＡ バスのような標準バスにディスク配列制御器１１２をインタフェースする機能を 提供し、バスマスタとして作用する。好ましい実施例では、８ＭＩＣ１４２がＥ ＩＳＡバス４６にインタフェースされるインテル８２３５５である。このように ８ＭＩＣ１４２は、ローカルプロセッサバスＵＡ、ＵＤ及びＵＣとの接続によっ てローカルプロセッサ１３０にインタフェースして、データ及び制御情報がホス トシステムＣ及びローカルプロセッサ１３０間で通過することができる。

更に、ローカルプロセッサデータ・バスＵＤ及びローカルプロセッサ制御バスＵ Ｃは好ましくは転送制御器１４４に接続されている。一般に転送制御器１４４は 、ディスク配列制御器１１２にある種々の他のデバイス及び転送バッファＲＡＭ １４６間でデータを転送するために用いられた特殊化されたマルチチャンネル直 接メモリアクセス（ＤＭＡ）制御器である。例えば転送制御器１４４はＢＭＩＣ データラインＢＤ及びＢＭＩＣ制御ラインうＣによって８ＭＩＣ１４２に接続さ れる。このように、このインターフェイス上でＲＥＡＤ操作が要求されるならば 、転送制御器１４４は、転送バッファＲＡＭ１４６から８ＭＩＣ１４２にデータ を転送することができる。ＷＲＩＴＥ操作が要求されるならば、データは、８Ｍ ＩＣ１４２から転送バッファＲＡＭ１４６に転送することができる。その後転送 制御器１４４は、転送バッファＲＡＭ１４６からディスク配列１１６にこの情報 を渡すことができる。転送制御器１４４は、米国出願第４３１，７３５号及び欧 州対応の１９９１年４月４日に公開された欧州特許出願公開番号０４２７１１９ でより詳細に記述され、これらをここに参照する。

転送制御器１４４は、ディスクデータ・バスＤＤ及びディスクアドレス・バス及 び制御バスＤＡＣを含む。ディスクアドレス及び制御バスＤＡＣは、固定ディス クコネクタ１１４の部分である２つのバッファ１６５及び１６６に接続して、転 送制御器１４４及びディスク配列１１６間で制御信号を授受するために用いる。

ディスクデータ・バスＤＤは、固定ディスクコネクタ１１４の部分である２つの データトランシーバ１４８及び１５０に接続している。トランシーバ１４８及び 転送ノ＜・ノファ１４６の出力が、２つのディスク・ドライブポートコネクタ１ ５２及び１５４に接続している。同様のファッションにおいて２つのコネクタ１ ６０及び１６２はトランシーバ１５０及びノ（・ノファ１６６の出力に接続して いる。２つのハードディスクは、各コネクタ１５２．１５４．１６０及び１６２ に接続することができる。このように、８つまでのディスク・ドライブは転送制 御器１４４に接続及び結合することができる。後述するように、好ましい実施例 では、５つのディスク・ドライブは、転送制御器１４４に結合されて、４＋１マ ツピングスキームが使われる。

記述的ディスク配列システム１１２においては、互換性ポート制御器ＣＰＣ１６ ４がＥＩＳＡバス４６にも接続している。

ＣＰＣ１６４は、互換性データラインＣＤ及び互換性制御ラインＣＣに亙って転 送制御器１４４に接続している。そこでＣＰＣ１６４は、ＥＩＳＡ特定の空間上 にアドレスされて、非常に高いスルーブツトを許容するディスク配列制御器１１ ２及びその８ＭＩＣ１４２を持たない従来のコンピュータシステムのために書か れたソフトウェアがソフトウェアの書き直しを要求しないで操作できるように形 成される。このように、ＣＰＣ１６４は、ハードディスクとのインタフェースに 既に利用した種々の制御ポートをエミュレートする。

今図５を参照して、転送制御器１４４は、それ自身一連の分離回路ブロックを含 む。転送制御器１４４は、ＲＡＭ制御器１７０及びディスク制御器１７２として 参照される２つのメイン・ユニットを含む。ＲＡＭ制御器１７０は、転送バッフ ァＲＡＭ１４６へのアクセスを持つ種々のインターフェイスデバイスを制御する ためのアービタと、データが転送バッファＲＡＭ１４６を行き来できるようにす るマルチプレクサとを持っている。

同様に、ディスク制御器１７２は、種々のデバイスのどれが集積ディスクインタ ーフェイス１７４へのアクセスを持つかを決定するアービタを含み、データが集 積ディスクインターフェイス１７４を通して前後に適切に転送できる能力を多重 化することを含む。

転送制御器１４４は、好ましくは７つのＤＭＡチャンネルを含む。１つのＤＭＡ チャンネル１７６は、ＢＭＩＣ１４２と協力するために割り当てされる。第２の ＤＭＡチャンネル１７８は、ＣＰＣ１６４と協働するために設計される。これら の２つのデバイス即ちＢＭＩＣ１４２及びバス互換性ポート制御器１６４は、そ れらの適切なりＭＡチャンネル１７６及び１７８及びＲＡＭ制御器１７０を通し て転送バッファＲＡＭ１４６にのみ結合される。ＢＭＩＣ１４２及び互換性ポー ト制御器１６４は集積ディスクインターフェイス１７４及びディスク配列１１６ への直接アクセスを持っていない。ローカルプロセッサ１３０（図３）は、ロー カルプロセッサＤＭＡチャンネル１８０を通してＲＡＭ制御器１７０に接続され 、ローカルプロセッサディスクチャンネル１８２を通してディスク制御器１７２ に接続されている。このように、要望されるように、ローカルプロセッサ１３０ は、転送バッファＲＡＭ１４６及びディスク配列１１６に接続している。

更に、転送制御器１４４は、情報が個々に同時にディスク配列Ａ及びＲＡＭ１４ ６の間で通過できる４つのＤＭＡ／ディスクチャンネル１８４．１８６．１８８ 及び１９０を含む。また、第４のＤＭＡ／ディスクチャンネル１９０は、パリテ ィ操作がローカルプロセッサ１３０での計算を必要としないで、転送制御器１４ ４で容易に実行することができるように、排他的論理和能力を含むことが注目さ れる。上記コンピュータシステムＣ及びディスク配列サブシステム１１１は、本 発明の方法の実施のために好ましいコンピュータシステムを代表する。

コンピュータシステムＣは、他のオーニスが使われてもよいが、好ましくは、Ｕ ＮＩＸオーニスを利用する。背景に記述されたように、ＵＮＩＸオーニスは、メ イクファイルシステムプログラムとして参照されたサービスを含む。好ましい実 施例では、メイクファイルシステムプログラムは、ｌＮ０ＤＥが創られた数及び ｌＮ０ＤＥのサイズに関する情報をディスク制御器１１２に供給する。選択的に メイクファイルシステムは、小さいストライプ及び大きいストライプ領域におけ る所望のストライプサイズと、これらの領域を分割する境界とに関する情報をデ ィスク制御器１１２に知らせるに十分な知能を含む。既に述べたように、ｌＮ０ ＤＥの数は、システムに許されるべきファイルの数に略等しい。ディスク配列制 御器１１２は、この情報を配列１１６を備えた各ディスク上にファイルシステム を展開するために用いる。

ディスク配列制御器１１２は、ディスク配列１１６を小さいストライプ及び大き いストライブ領域に区画する本発明に従う多重マツピングスキームを用いる。小 さいストライブ領域は、好ましくは各ディスクの第１のＮセクタを占有して、ｌ Ｎ０ＤＥデータ構造のために予約され、配列における残りのストライプが、デー タ記憶用に用いられる自由空間を備えた大きいストライブ領域を形成する。それ 故、好ましい実施例では、ディスク制御器１１２は、小さいストライプ領域用に 、配列における各ディスクの第１のＮセクタを割りあてる。各ディスクの残りの セクタが、大きいストライブ領域にフォーマット化される。ディスク配列制御器 １１２は、ＲＡＭ１３６における小さいストライプ及び大きいストライブ領域を 分割する境界を記憶する。その後ｌＮ０ＤＥデータ構造が各ディスクに書き込ま れる時には、ディスク配列制御器１１２はこの境界を利用して、配列１１６の小 さいストライプ部分にｌＮ０ＤＥを書き込む。

この様に、ｌＮ０ＤＥが更新する時はいつでも、結果の操作がフルなストライプ 書込である。これは、既に述べたように、部分的ストライプ書込操作は一般に先 行する読出操作を必要とし、性能を減少するので、システム性能を増大させる。

本発明の代わりの実施例では、小さいストライブ領域が各ディスクの第１のＮセ クタを占有しないが、むしろ小さいストライブ領域が、大きいストライプ領域間 に散在させられた複数の領域を含む。

この実施例では、小さいストライプ及び大きいストライブ領域を分割する複数の 境界は、ディスク制御器１１２が小さいストライブ領域にｌＮ０ＤＥデータ構造 を書き込むことができるように、ＲＡＭ１３６に記憶される。

本発明の代わりの実施例でＯ５／２オーニスは使われる。この実施例では、上述 されたメイクファイルシステムプログラムに類似したＯ５／２サービスは、ＦＮ ＯＤＥが創られた数及びＦＮＯＤＥのサイズに関する情報をディスク制御器１１ ２に供給する。その後ディスク制御器は、上述されたものに類似した多重マツピ ングスキームを用いて、ディスク配列１１６を小さいストライプ及び大きいスト ライブ領域に分割し、小さいストライブ領域がＦＮＯＤＥデータ構造のための予 約である。本発明がどの種類のオーニスまたはファイルシステムとともに操作で きることは注目される。

図１を再び参照して２キロバイトのサイズを持つｌＮ０ＤＥデータ構造が先行技 術による２キロバイトの均一ディスクストライプサイズを持つディスク配列の例 えばストライプ０に書き込まれる時には、全ｌＮ０ＤＥがディスク０のセクタ０ ．１．２及び３に書き込まれ、ディスク１及び２が未使用される。効果的にこの 操作は、１つのディスクのみがアクセスされるので、ディスク配列システムとい う長所を否定する。また、未使用空間の量がかなりになって、ディスク・ドライ ブの非効率的な使用になる。もし、データが順次ストライプの残り即ちディスク １及び２にあるストライプの部分に書込みできるならば、このストライプにおけ る結果の操作が、上述されるように性能不利益を持つ部分的ストライプ書込操作 から成る。

合図６を参照して、本発明の一実施例に従う多重ストライプサイズを利用してい る３＋１マツピングスキームを説明している図が示される。図６は、実施例のみ であり、ディスク配列１ｌ６が非常に多い数の各サイズのストライプを用いるこ とが注目される。好ましい実施例で使われたディスク・ドライブは、各々が５１ ２バイトの記憶を持つ多くのセクタを含む。図６で示された実施例では、ディス ク配列は、２つのストライプサイズ即ち、１キロバイトのディスクストライプサ イズおよび２キロバイトのディスクストライプサイズを利用する。図６に示され るように、ストライプＯ１１及び２は、完全なストライプ毎に合計６セクタ又は ３キロバイトのデータ記憶のために、ディスク０．１及び２におけるディスク毎 に２つのセクタを用いた１キロバイトのディスクストライプサイズを利用する。

更に、ストライプ０，１及び２は、各ストライプ用にパリティ情報を記憶するた めにディスク３の２つのセクタを利用する。ストライプ３〜６は、２キロバイト のディスクストライプサイズを利用し、ディスク０，１及び２上のディスク毎に ４セクタが各ストライプ毎にデータ記憶に割りあてられ、ディスク３上の４セク タが各ストライプのためにパリティ情報として予約される。

この実施例ではｌＮ０ＤＥデータ構造は、小さいストライプサイズ即ちストライ プ０．１又は２を持つディスク配列の部分に書き込まれる。既に述べたように、 ｌＮ０ＤＥ構造は、好ましい実施例ではサイズで２キロバイトであると仮定され る。

それ故国６に示されるように、ストライプＯ１１又は２に書き込まれたｌＮ０Ｄ Ｅ構造はディスクＯ及び１の領域を一杯にし、ディスク２が一般に未使用され、 ディスク３が各パリティ情報を記憶するために使われる。この実施例においては データはｌＮ０ＤＥがそこで書き込まれた後に、各ストライプのディスク２への 書込が許可されない。このように、部分的ストライプ書込操作は、発生が防止さ れる。それ故、ディスク配列１１６の部分のより小さいストライプサイズを用い て、ｌＮ０ＤＥが書き込まれた後にデータが未使用空間に書き込まれることを防 止することによって、これらの構造の書込操作がフルなストライプ書込をエミュ レートする。しかしながら、このフルなストライプ書込中には、ディスク２が未 使用或は書込まれず、かくしてディスクエリアの非効率的な使用に結果すること は注目される。更に、ディスク２がｌＮ０ＤＥ構造が書き込まれる限り各小さい ストライプ毎に一般に未使用されるので、ディスク配列システムからのデータ転 送帯域幅が減少され、配列がこれらの例で２＋１マツピングスキームとして必須 的に動作する。

この問題の１つの解は、図７で示されるように、各ストライプの異なるディスク を横断して未使用空間を分配することである。この様に、データ転送帯域幅の減 少は、各ディスクが略均等に使われるので重要でない。しかしながら、各ディス クアクセスが未使用されたディスクを伴うので、データ転送帯域幅は準最適であ る。さらにこの方法は、未使用ディスク空間の望ましくない量を生成する。

本発明の好ましい実施例ではメ８で示されるように、４＋１マツピングスキーム は使われる。図８が例示のみであり、好ましい実施例のディスク配列１１６が各 小さいストライプ及び大きいストライプ領域における相当多数のストライプを利 用することは、再び注目される。小さいストライプ領域におけるストライプ即ち ストライプＯ〜４のディスクストライプサイズは５１２バイトであり、ストライ プサイズは、ストライプに割りあてられた各ディスクの量として定義される。こ の様に、小さいストライプ領域における各完全なストライプは、ｌＮ０ＤＥ構造 のサイズに略等価である２キロバイトのデータを正確に保持する。従って、ｌＮ ０ＤＥ構造がディスク配列１１６における小さいストライプに書き込まれる時に は、フルなストライプ書込操作が実行され、ｌＮ０ＤＥがどの未使用空間なしで も全ストライプを占有する。この様にディスク配列１１６の帯域幅はどのディス クも各アクセスを共にし、どんな未使用空間も生じないので、最適に使われる。

図４を再び参照して、好ましい実施例においては、ディスク要求は、好ましくは ＥＩＳＡバス４６及び８ＭＩＣ１４２を通してディスク配列制御器１１２にシス テムプロセッサ２０によって提出される。８ＭＩＣ１４２を通してこの要求を受 信したローカルプロセッサ１３０は、ローカルプロセッサＲＡＭメモリ１３６に データ構造を確立する。このデータ構造はコマンドリストとして知られ、ディス ク配列１１６に向けた単純なＲＥＡＤ或いはＷＲＩＴＥ要求であってもよく、或 いは多重ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ又は診断及びコンフィギユレーション要求を含む より精巧な要求セットであってもよい。その後コマンドリストが処理用のローカ ルプロセッサ１３０に提出される。その後ローカルプロセッサ１３０がデータの 転送を含むコマンドリストの実行を監督する。コマンドリストの実行が完了した 時にはローカルプロセッサ１３０は、システムマイクロプロセッサ２０で動作し ているオーニスデバイスドライバに通知する。コマンドリストの提出及びコマン ドリスト完了の通知は、８ＭＩＣ１４２に配ｌされたＩ１０レジスタを用いるプ ロトコルによって達成される。

ディスク配列制御器１１２によって実行されたＲＥＡＤ及びＷＲＩＴＥ操作は、 ローカルプロセッサ１３０で動作している多くのアプリケーションタスクとして 実行される。相互作用的なＩ１０１００性質の為に、例示的コンピュータシステ ムＣがローカルプロセッサ１３０上の単一バッチタスクとしてディスクコマンド を処理することが非実用的である。従ってローカルプロセッサ１３０は、本発明 の方法を含む多重タスクがローカルプロセッサ１３０によってアドレスできる実 時間マルチタスク使用システムを利用する。好ましくはローカルプロセッサ１３ ０上のオーニスは、コダック社によるＡＭＸ８６マルチタスク管理プログラムで ある。ＡＭＸオーニスのカーネルは、本発明の方法でセットされたアプリケーシ ョンに加えて多くのシステムサービスを供給する。

合図９を参照して、知的ディスク配列制御器１１２を含むコンピュータシステム Ｃで実行されるＷＲＩＴＥ操作のフローチャート図が示される。ＷＲＩＴＥ操作 は、アクティブなプロセス又はアプリケーションがディスクデバイスドライバに 渡されたＷＲＩＴＥ要求をシステムプロセッサ２０に発生させるステップ２００ から始める。このディスクデバイスドライバは、コンピュータシステムＣ好まし くはディスクユニットと実インターフェイス操作を実行するシステムメモリ５８ 内に含まれたソフトウェアの部分である。ディスクデバイスドライバソフトウェ アは、必要とされたＩ１０操作を実行するために、特定のタスクを形成するシス テムプロセッサ２０の制御を仮定する。

制御は、ディスクデバイスドライバがシステムプロセッサ２０の制御を仮定し、 ＷＲＩＴＥコマンドリストを生成するステップ２０２に遷移する。

ステップ２０４では、デバイスドライバがＢＭＩＣ１４２又はＣＰＣ１６４を経 てディスク制御器１１２にＷＲＩＴＥコマンドリストを提出する。その後デバイ スドライバは、ディスク配列制御器１１２から完了信号を待つために、待ち状態 を入る。

操作の論理的流れは、ローカルプロセッサ１３０がＷＲＩＴＥコマンドリストを 受信して、ｌＮ０ＤＥデータ構造がディスク配列１１６に書き込まれているか否 かを決めるステップ２０６に進行する。この決定の実行において、ローカルプロ セッサは好ましくは小さいストライプ及び大きいストライプ領域間の境界を利用 する。本発明の代わりの実施例では、デバイスドライバは、小さいストライプ及 び大きいストライプ領域間の境界を利用して、ＷＲＩＴＥコマンドリストにこの 情報を協働する知性がデバイスドライバと協働する。もしｌＮ０ＤＥデータ構造 がディスク配列１１６に書き込まれているならば、ステップ２０８においてロー カルプロセッサ１３０は、小さいストライブ領域へのフルなストライプＷＲＩＴ Ｅ操作のために、ディスク特定ＷＲＩＴＥ命令を確立する。その後制御は転送制 御器チップ（ＴＣＣ）１４４がディスク配列１１６に書き込まれていたｌＮ０Ｄ Ｅからパリティデータを生成するステップ２１０に遷移する。小さいストライプ 領域にｌＮ０ＤＥを書き込む操作がフルなストライプ書込操作として扱われ、か くして部分的ストライプ書込操作と関連するどの先行ＲＥＡＤ操作も遭遇しない ことは注目される。その後操作の制御は、ＴＣＣｌ　４４がディスク配列１１６ 内のディスクにデータ及び最近生成されたパリティ情報を書き込むステップ２１ ２に遷移する。その後制御は、ローカルプロセッサ１３０は追加のデータがディ スク配列１１６に書き込まれるか否かを決めるステップ２１４に遷移する。

追加のデータがディスク配列１１６に書き込まれるならば、制御は、ローカルプ ロセッサ１３０がメモリアドレスをインクリメントして、転送されるべきバイト 数デクリメントするステップ２１６に遷移する。その後制御はステップ２０６に 戻る。もしどの追加のデータもディスク配列１１６に書き込まれないならば、制 御はローカルプロセッサ１３０がＷＲＩＴＥ完了を信号するステップ２１４から ステップ２２４に遷移する。もし、ローカルプロセッサ１３０がＷＲＩＴＥコマ ンドリストを受信して、ｌＮ０ＤＥ構造がディスク配列１１６に書込まれていな いことを決定するならば、ステップ２１８でローカルプロセッサ１３０は、大き いストライブ領域に書込まれるべきデータのためにディスク特定ＷＲＩＴＥ命令 を確立する。この操作は、ＲＡＭ１３６に記憶された小さいストライプ及び大き いストライプ領域間の境界を利用することをローカルプロセッサ１３０に要求し て、適切な物理的ディスクアドレスが展開されるように、異なったサイズストラ イプ用に修正する適切なバイアス又はオフセットを展開することが注目される。

選択的に、この知性は、デバイスドライバに確立することができ、デバイスドラ イバは、小さいストライプ及び大きいストライプ領域間の境界にアクセス及び用 い、このオフセット情報をＷＲＩＴＥコマンドリストに協働させる。この実施例 でローカルプロセッサ１３０は、この知性がデバイスドライバに協働されるので 、小さいストライプ及び大きいストライブ領域の間の境界を利用することが要求 されない。

ステップ２２０で転送制御器チップ１４４は、書き込まれたデータ用にのみパリ ティ情報を生成する。ここで、もし書込操作がフルなストライプ書込であるなら ば、ディスク制御器１１２が書き込まれたデータのみからパリティ情報を生成す ることができることが注目される。しかしながら、書込操作が部分的ストライプ 書込操作であるならば、先行続出操作は、ディスク上の現行データ又はパリティ 情報を読むために実行される必要があってもよい。既に述べたように、部分的ス トライプ書込操作の結果で生じるこれらの追加の読出操作はディスクシステム１ １１の性能を減少させる。部分的ストライプ書込操作の性能向上に用いた技術に は、１９９１年８月３０日に出願された米国特許出願シリアル番号７５２，７７ ３の名称［ＭＥＴＨｏＤＦｏＲＰＥＲＦＯＲＭＩＮＧ　ＷＲＩＴＥ　０ＰＥＲＡ ＴＩＯＮＳ　ＩＮ　Ａ　ＰＡＲＩＴＹ　ＦＡＵＬＴ　ＴＯＬＥＲＡＮＴＤＩＳＫ 　ＡＲＲＡＹＪ及び１９９１年１２月２７日に出願された、米国特許出願シリア ル番号８１５，１１８の名称「佃ＴＨＯＤ　ＦＯＲＩＭＰＲＯＶＩＮＧ　ＰＡＲ Ｔｌ、ＡＬ　５ＴＲＩＰＥ　ＷＲＩＴＥ　ＰＥＲＦＯＲＭＡＮＣＥ　ＩＮ　ＤＩ ＳＫ　ＡＲＲＡＹＳＵＢＳＹＳＴＥＭＳＪが参照され、これら両者がこの発明と 同じ譲受人に譲渡され、ここに参照物として協働する。ステップ２２２では、デ ィスク制御器１１２がデータ及びパリティ情報を大きいストライブ領域に書き込 む。その後制御は追加のデータがディスク配列１１６に書き込まれるべきか否か をローカルプロセッサ１３０が決めるステップ２１４に遷移する。ステップ２１ ４において、どの追加データも転送しないことを決定するならば、制御は、ディ スク配列制御器１１２がディスクデバイスドライバにＷＲＩＴＥ完了を信号する ステップ２２４に遷移する。その後制御は、デバイスドライバがアプリケーショ ン・プログラムの実行を続けるためにシステムプロセッサ２０の制御を解放する ステップ２２６に進行する。これはＷＲＩＴＥ序列の操作を完了する。

合図１０を参照して、知的ディスク配列制御器１１２を用いたディスク配列サブ システム１１１で実行されるＲＥＡＤ操作が示される。ＲＥＡＤ操作は、アクテ ィブなプロセス又はアプリケーション・プログラムがシステムプロセッサ２０に ディスクデバイスドライバに渡されたＲＥＡＤコマンドを生成させるステップ２ ５０から始まる。制御はディスクデバイスドライバがシステムプロセッサ２０の 制御を仮定し、システムプロセッサ２０に、米国特許出願連番４３１，７３７に 記載され、本発明の譲受人のコンパツクコンピュータ株式会社に譲渡されたもの に類似したＲＥＡＤコマンドリストを生成させるステップ２５２に遷移する。こ のＲＥＡＤコマンドリストは、ステップ２５４でディスクサブシステム１１１に 送られ、その操作後デバイスドライバは、ＲＥＡＤ完了信号を受信するまで待機 する。

ステップ２５６でディスク制御器１１２は、ＢＭＩＣ１４２又はＣＰＣ１４６及 び転送制御器１４４を経てＲＥＡＤコマンドリストを受信し、読出操作が小さい ストライプ領域のデータ即ちｌＮ０ＤＥ又は大きいストライプ領域のデータのア クセスを意図しているか否かを決める。この決定の実行においてディスク制御器 １１２は、好ましくは要求されたデータのディスクアドレスを、ＲＡＭ１３６に 記憶された小さいストライプ及び大きいストライプ領域間の境界と比較して、ど の領域がアクセスされているかを決定する。選択的に、更なる知性は、デバイス ドライバはどの領域がＲＥＡＤコマンドリストにアクセスされた情報と協働する ように、デバイスドライバに確立することができる。この実施例によれば、ディ スク制御器１１２は、小さい余分な知性を必要として、単にディスク特定ＲＥＡ Ｄ要求を生成することでＲＥＡＤコマンドリストにこの情報を利用するのみであ る。

もし小さいストライプ領域がアクセスされるならば、ローカルプロセッサ１３０ は、ステップ２６０において、要求されたｌＮ０ＤＥ及び小さいストライプ領域 におけるその関連のパリティ情報のためのディスク特定ＲＥＡＤ要求を生成し、 ローカルＲＡＭ１３６における要求を列に並ばせる。制御は、要求が実行され、 要求されたデータがディスク配列１１２から転送制御器１４４及びＢＭＩＣ１４ ２又はＣＰＣｌ３４を経由して、要求されたタスクによって指示されたアドレス のシステムメモリ５８に転送されるステップ２６４に遷移する。読出操作が大き いストライプ領域におけるデータのアクセスを意図することをディスク制御器１ １２が決めたならば、ローカルプロセッサ１３０は、ステップ２６２で、要求さ れたデータ及び大きいストライプ領域におけるその関連のパリティ情報のための ディスク特定ＲＥＡＤ要求を生成し、ローカルＲＡＭ１３６におけるリクエスト 即ち要求を列に並ばせる。これらの要求は実行され、データがステップ２６４で 転送される。ステップ２６４におけるデータ転送の完了時にはディスク配列制御 器１１２がステップ２６６でディスクデバイスドライバにＲＥＡＤ完了を信号し 、システムプロセッサ２０の制御を解放する。

それ故、ディスク配列の可変ストライブサイズを形成し、特に、ディスク配列に 頻繁に書き込まれる小さいデータ構造のサイズに等しい完全なストライプサイズ を有する領域を形成することによって、部分的ストライプ書込操作の回数が減少 される。

データストライブが正確にデータ構造のサイズに一致した小さいストライプ領域 にこれらの小さいデータ構造を配置することによって、結果の操作はフルなスト ライブ書込である。これは、部分的ストライプ書込操作と関連する性能不利益が 除去されるので、ディスク性能を増加させる。

発明の前述の開示及び記述が記述的及び説明用であり、記述的ロジック及びフロ ーチャートの詳細と同様に構成要素、方法及び操作における種々の変更も、発明 の精神を逸脱しないで作られてもよい。

イ反ｔ、ｆｆ１ｉ３＋１　叉ッヒ・シク゛ス★−４：Ｔ身スクＯテ゛≧スク１　 子）スフ２　テ盲ス？３図１ ％ｒの喫λ包仔弓の３＋１　マツ巳°じり゛スキーへ図６ 図７ 女誉まし＼＼旬λ包イブリの４＋１　マ・・ノと０レク゛′Ｚ牛−乙１図８ 国際調査報告　。ｒＴ／Ｉ＋。。５／Ｉ＋２９’１フロントページの続き （８１）指定国　ＥＰ（ＡＴ、ＢＥ、ＣＨ，ＤＥ。

ＤＫ、ＥＳ、ＦＲ，ＧＢ、ＧＲ，ＩＥ、ＩＴ、ＬＵ、ＭＣ，ＮＬ、ＰＴ、ＳＥ） 、０Ａ（ＢＦ、ＢＪ、ＣＦ、ＣＧ、　ＣＩ、　ＣＭ、　ＧＡ、　ＧＮ、　ＭＬ、 　ＭＲ，ＳＮ、　ＴＤ。

ＴＧ）、　ＡＴ、　ＡＵ、　ＢＧ、　ＢＲ，ＣＡ、　ＣＨ，Ｃ３゜ＤＥ、ＤＫ、 ＥＳ、ＦＩ、ＧＢ、ＨＵ、ＪＰ、ＫＲ，ＮＬ、　Ｎｏ、　ＰＬ、　ＲＯ，ＲＵ、 ＳＥ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、第１のストライプサイズを持つ複数のデータストライプからなる第１の領域 と、この第１のストライプサイズより大きいストライプサイズを持つ複数のデー タストライプからなる第２の領域とを含み、前記第１のストライプサイズがディ スク配列に使われるデータ構造のサイズに対応するディスク配列の性能改善方法 において、 ディスク配列へのデータ書込操作を生成し、前記データがデータ構造の１つを備 えるか否かを決め、もし前記データがデータ構造の１つを備えるならば、前記第 １のストライプサイズを持つ第１の領域におけるデータストライプに前記データ を書き込み、 もし前記データがデータ構造の１つを備えないならば、第２の領域におけるデー タストライプに前記データを書き込むステップを備えた、コンピュータシステム ディスク配列におけるディスク配列性能を改善する方法。 ２、前記第１の領域へのデータ構造の書込は、フルなストライプ書込操作である 請求項１に記載の方法。 ３、前記データ書込の決定ステップがディスク配列に結合されたディスク制御器 によって実行される請求項１に記載の方法。 ４、前記データ書込の決定ステップが、コンピュータシステムにおけるシステム プロセッサによって実行される請求項１に記載の方法。 ５、ディスク配列からデータを要求する読出操作を生成し、前記読出操作が前記 第１のストライプサイズ領域又は前記第２のストライプサイズ領域をアクセスす るつもりか否かを決定し、 前記読出操作の決定ステップに依存した前記第１又は第２のストライプサイズ領 域から前記要求されたデータを供給するステップを更に備えた請求項１に記載の 方法。 ６、前記ディスク配列がパリテイ欠陥許容技術を利用し、前記データ用のパリテ ィ情報を生成し、もし前記データがデータ構造の１つを備えるならば、第１の領 域に前記パリティ情報を書き込み、 もし前記データがデータ構造の１つを備えないならば、第２の領域に前記パリテ ィ情報を書き込むステップを更に備えた請求項１に記載の方法。 ７、システムバスと、 このシステムバスに結合されて、第１のストライプサイズを持つ複数のデータス トライプからなる第１の領域と、この第１のストライプサイズより大きいストラ イプサイズを持つ複数のデータストライプからなる第２の領域とを含み、前記第 １のストライプサイズが、ディスク配列に使われたデータ構造のサイズに対応す るディスク配列と、 前記システムバスに結合されて、ディスク配列へのデータ書込操作を生成する手 段と、 この生成手段及び前記システムバスに結合されて、前記データがデータ構造の１ つを含むか否かを決定する手段と、この決定手段及び前記システムバスに結合さ れて、前記データがデータ構造の１つを備えるならば、前記第１のストライプサ イズ領域におけるデータストライプに前記データを書き込む手段と、 前記決定手段及び前記システムバスに結合されて、前記データがデータ構造の１ つを備えないならば、前記第２のストライプサイズ領域におけるデータストライ プに前記データを書き込む手段とを備えたディスク配列書込操作を実行するコン ピュータシステム装置。 ８、前記第１のストライプサイズ領域への前記データ構造書込操作は、フルなス トライプ書込操作である請求項７に記載の装置。 ９、データを記憶するために複数の可変サイズのデータストライプを持ち、第１ のストライプサイズがディスク配列で使われたデータ構造のサイズに対応するコ ンピュータシステムディスク配列におけるディスク配列性能を改善する方法にお いて、ディスク配列へのデータ書込操作を生成し、前記データがデータ構造の１ つを含むか否かを決め、もし前記データがデータ構造の１つを備えるならば、デ ータ構造のサイズに対応している第１のサイズを持つデータストライプに前記デ ータを書き込み、 もし前記データがデータ構造の１つを備えないならば、第１のサイズを持たない データストライプに前記データを書き込むステップを備えた方法。 １０、第１のサイズを持つ前記データストライプヘの前記データ構造書込は、フ ルなストライプ書込操作である請求項９に記載の方法。 １１、前記ディスク配列はデータ構造を記憶するために第１のストライプサイズ を持つ領域と、第２のストライプサイズを持つ領域を含み、 ディスク配列からデータを要求する読出操作を生成し、前記読出操作が前記第１ のストライプサイズ領域又は前記第２のストライプサイズ領域をアクセスするつ もりか否かを決定し、 前記読出操作決定に依存している前記第１又は第２のストライプ領域から前記要 求されたデータを供給するステップを更に備えた請求項９に記載の方法。 １２、システムバスと、 このシステムバスに結合されて、データを記憶するために複数の可変サイズのデ ータストライプを持ち、第１のストライプサイズがディスク配列に使われたデー タ構造のサイズに対応するディスク配列と、 前記システムバスに結合されて、ディスク配列へのデータ書込操作を生成する手 段と、 この生成手段及び前記システムバスに結合されて、前記データがデータ構造の１ つを含むか否かを決定する手段と、この決定手段及び前記システムバスに結合さ れて、前記データがデータ構造の１つを含むならば、前記データ構造のサイズに 対応している前記第１のサイズを持つデータストライプに前記データ構造を書き 込む手段と、 前記決定手段及び前記システムバスに結合されて、前記データがデータ構造の１ つを含まないならば、前記第１のサイズを持つていないデータストライプに前記 データを書き込む手段とを備えた、ディスク配列書込操作を実行するコンピュー タシステム。 １３、ディスク配列上にファイルシステムを形成し、前記ディスク配列を区画し て、第１のストライプサイズを持つ複数のデータストライプからなる第１の領域 と、前記第１のストライプより大きいストライプサイズを持つ複数のデータスト ライプからなる第２の領域とを形成し、前記第１のストライプサイズがディスク 配列に使われたデータ構造のサイズに対応し、 ディスク配列へのデータ書込操作を生成し、前記データがデータ構造の１つを含 むか否かを決め、前記データがデータ構造の１つを含むならば、前記第１のスト ライプサイズを持つ第１の領域におけるデータストライプに前記データを書き込 み、 前記データがデータ構造の１つを含まないならば、第２の領域におけるデータス トライプに前記データを書き込むステップを備えた、パリティ欠陥許容技術を利 用するコンピュータシステムディスク配列におけるディスク配列性能を改善する 方法。 １４、前記第１の領域への前記データ構造書込は、フルなストライプ書込操作で ある請求項１３に記載の方法。 １５、ディスク配列からデータを要求する読出操作を生成し、前記読出操作が前 記第１のストライプサイズ領域又は前記第２のストライプサイズ領域をアクセス するつもりか否かを決定し、 前記読出操作の決定ステップに依存した前記第１又は第２のストライプサイズ領 域から前記要求されたデータを供給するステップを更に備えた請求項１３に記載 の方法。