JPH07210334A - データ記憶方法及びキューイング方法 - Google Patents
データ記憶方法及びキューイング方法Info
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- JPH07210334A JPH07210334A JP6236301A JP23630194A JPH07210334A JP H07210334 A JPH07210334 A JP H07210334A JP 6236301 A JP6236301 A JP 6236301A JP 23630194 A JP23630194 A JP 23630194A JP H07210334 A JPH07210334 A JP H07210334A
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- Japan
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- parity
- drive
- cache
- logical block
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- G—PHYSICS
- 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
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- 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
- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0866—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches for peripheral storage systems, e.g. disk cache
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F2211/00—Indexing scheme relating to details of data-processing equipment not covered by groups G06F3/00 - G06F13/00
- G06F2211/10—Indexing scheme relating to G06F11/10
- G06F2211/1002—Indexing scheme relating to G06F11/1076
- G06F2211/1009—Cache, i.e. caches used in RAID system with parity
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Quality & Reliability (AREA)
- Human Computer Interaction (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
- Detection And Correction Of Errors (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 集合的に１個以上の論理大容量記憶装置とし
て機能する大容量記憶装置のセットを提供する。 【構成】 ＲＡＩＤレベル４または５のパリティ・ドラ
イブの入出力制御装置上におけるコマンド・キューイン
グが、付加データを伴う書込み命令の受信に応答して、
データ・ドライブの論理ブロック・アドレスと、パリテ
ィ・ドライブの論理ブロック・アドレスを決定する。パ
リティ・キャッシュ・エントリがパリティ・アドレスに
一致すると、キャッシュ・ヒットが発生する。キャッシ
ュ・ヒットに応答して置換パリティ・データが、パリテ
ィ・キャッシュ・エントリにより提供されるキャッシュ
位置に存在するパリティ・データ、データ・ドライブか
ら読出されるデータ、及び付加データから計算される。
新たに計算されたパリティ・データがキャッシュに配置
される。次に置換パリティ・データを書込むために、パ
リティ・データが配置されるドライブの入出力制御装置
にコマンドが送信される。
て機能する大容量記憶装置のセットを提供する。 【構成】 ＲＡＩＤレベル４または５のパリティ・ドラ
イブの入出力制御装置上におけるコマンド・キューイン
グが、付加データを伴う書込み命令の受信に応答して、
データ・ドライブの論理ブロック・アドレスと、パリテ
ィ・ドライブの論理ブロック・アドレスを決定する。パ
リティ・キャッシュ・エントリがパリティ・アドレスに
一致すると、キャッシュ・ヒットが発生する。キャッシ
ュ・ヒットに応答して置換パリティ・データが、パリテ
ィ・キャッシュ・エントリにより提供されるキャッシュ
位置に存在するパリティ・データ、データ・ドライブか
ら読出されるデータ、及び付加データから計算される。
新たに計算されたパリティ・データがキャッシュに配置
される。次に置換パリティ・データを書込むために、パ
リティ・データが配置されるドライブの入出力制御装置
にコマンドが送信される。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は集合的に１個以上の論理
大容量記憶装置として機能する大容量記憶装置のセット
に関し、特に、ＲＡＩＤレベル４及び５システムにおけ
るパリティ・ドライブ上で、コマンドをキューに待機さ
せる（以降ではコマンド・キューイングと記す）システ
ム及び方法に関する。
大容量記憶装置として機能する大容量記憶装置のセット
に関し、特に、ＲＡＩＤレベル４及び５システムにおけ
るパリティ・ドライブ上で、コマンドをキューに待機さ
せる（以降ではコマンド・キューイングと記す）システ
ム及び方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】ディスク・メモリの使用はコンピュータ
において重要であり続ける。なぜなら、これは不揮発性
であり、メモリ・サイズ要求が主メモリの実際の容量を
上回り続けるからである。ディスクは主メモリよりも低
速であるので、システム性能はしばしばディスク・アク
セス速度により制限される。従って、全体的システム性
能にとって、メモリ・サイズ及びディスク・ドライブ・
ユニットのデータ・アクセス速度を増大することが重要
である。この議論に関しては、Michelle Y．Kimによる"
Synchronized Disk Interleaving"（IEEE Transactions
On Computers、Vol．C-35、No．11、１９８６年１１
月）を参照されたい。
において重要であり続ける。なぜなら、これは不揮発性
であり、メモリ・サイズ要求が主メモリの実際の容量を
上回り続けるからである。ディスクは主メモリよりも低
速であるので、システム性能はしばしばディスク・アク
セス速度により制限される。従って、全体的システム性
能にとって、メモリ・サイズ及びディスク・ドライブ・
ユニットのデータ・アクセス速度を増大することが重要
である。この議論に関しては、Michelle Y．Kimによる"
Synchronized Disk Interleaving"（IEEE Transactions
On Computers、Vol．C-35、No．11、１９８６年１１
月）を参照されたい。
【０００３】ディスク・メモリ・サイズはディスクの数
を増やしたり、ディスクの直径を大きくすることにより
増大するが、データ・アクセス速度は向上しない。メモ
リ・サイズ及びデータ転送レートの両方が、データ記憶
密度を増加することにより増大される。データ転送レー
トはディスクの回転速度を増すことにより向上する。し
かしながら、技術的制約がデータ密度を制限し、高密度
且つ高速ディスクはエラーを生じ易い。
を増やしたり、ディスクの直径を大きくすることにより
増大するが、データ・アクセス速度は向上しない。メモ
リ・サイズ及びデータ転送レートの両方が、データ記憶
密度を増加することにより増大される。データ転送レー
トはディスクの回転速度を増すことにより向上する。し
かしながら、技術的制約がデータ密度を制限し、高密度
且つ高速ディスクはエラーを生じ易い。
【０００４】データ・アクセス速度を改良するために、
様々な技術が使用されてきた。単一トラック上のデータ
への連続アクセスにおけるシーク及び回転遅延を排除す
るために、データの全トラックを保持可能なディスク・
キャッシュ・メモリが使用されてきた。ディスク・セッ
ト上のまたは単一ディスクのトラック・セット上のデー
タ・ブロックをインタリーブするために、複数の読出し
／書込みヘッドが使用されてきた。一般的データ・ブロ
ック・サイズはバイト・サイズ、ワード・サイズ及びセ
クタ・サイズである。ディスク・インタリービングは性
能を向上させるための既知のスーパーコンピュータ技術
であり、前記記事などにおいて述べられている。
様々な技術が使用されてきた。単一トラック上のデータ
への連続アクセスにおけるシーク及び回転遅延を排除す
るために、データの全トラックを保持可能なディスク・
キャッシュ・メモリが使用されてきた。ディスク・セッ
ト上のまたは単一ディスクのトラック・セット上のデー
タ・ブロックをインタリーブするために、複数の読出し
／書込みヘッドが使用されてきた。一般的データ・ブロ
ック・サイズはバイト・サイズ、ワード・サイズ及びセ
クタ・サイズである。ディスク・インタリービングは性
能を向上させるための既知のスーパーコンピュータ技術
であり、前記記事などにおいて述べられている。
【０００５】データ・アクセス性能は関連出願に述べら
れるように、多数のパラメータにより測定される。トラ
ンザクション処理（バンキングなど）では、データ転送
は、通常、小さく、要求レートは高速且つランダムであ
る。一方、スーパーコンピュータの応用では、大きなデ
ータ・ブロックの転送が一般的である。
れるように、多数のパラメータにより測定される。トラ
ンザクション処理（バンキングなど）では、データ転送
は、通常、小さく、要求レートは高速且つランダムであ
る。一方、スーパーコンピュータの応用では、大きなデ
ータ・ブロックの転送が一般的である。
【０００６】最近開発された比較的低コストで性能が改
良されたインタリーブ式ディスク・メモリ・アーキテク
チャは、ＲＡＩＤ（Redundant Arrays of Inexpensive
Disk）としてグループ化される。例えばDavid A．Patte
rsonらによる"A Case forRedundant Arrays of Inexpen
sive Disks（ＲＡＩＤ）"（Report No．UCB/CSD 87/8
9、December、1987、Computer Science Division（ＥＥ
ＣＳ）、Universityof California、Berkeley、Califor
nia 94720）を参照されたい。Pattersonらによる参考文
献において述べられるように、大きなパーソナル・コン
ピュータ市場が、単一大型高価ディスク（ＳＬＥＤ：Si
ngle Large Expensive Disk ）システムに勝る性能対コ
スト比を有する安価な（inexpensive ）ディスク・ドラ
イブの開発を支えてきた。安価なディスクにおける１読
出し／書込みヘッド当たりの１秒当たりの入出力数は、
大型ディスクの２倍以内である。従って、安価ディスク
のセットが単一の論理ディスク・ドライブとして機能す
るＲＡＩＤアーキテクチャにおける、幾つかの安価ディ
スクからの並列転送は、低価格において、ＳＬＥＤに勝
る性能を提供する。
良されたインタリーブ式ディスク・メモリ・アーキテク
チャは、ＲＡＩＤ（Redundant Arrays of Inexpensive
Disk）としてグループ化される。例えばDavid A．Patte
rsonらによる"A Case forRedundant Arrays of Inexpen
sive Disks（ＲＡＩＤ）"（Report No．UCB/CSD 87/8
9、December、1987、Computer Science Division（ＥＥ
ＣＳ）、Universityof California、Berkeley、Califor
nia 94720）を参照されたい。Pattersonらによる参考文
献において述べられるように、大きなパーソナル・コン
ピュータ市場が、単一大型高価ディスク（ＳＬＥＤ：Si
ngle Large Expensive Disk ）システムに勝る性能対コ
スト比を有する安価な（inexpensive ）ディスク・ドラ
イブの開発を支えてきた。安価なディスクにおける１読
出し／書込みヘッド当たりの１秒当たりの入出力数は、
大型ディスクの２倍以内である。従って、安価ディスク
のセットが単一の論理ディスク・ドライブとして機能す
るＲＡＩＤアーキテクチャにおける、幾つかの安価ディ
スクからの並列転送は、低価格において、ＳＬＥＤに勝
る性能を提供する。
【０００７】しかしながら、データが複数のディスク上
に記憶される時、平均故障寿命（ＭＴＴＦ：mean time
to failure）はアレイ内のディスクの数の増加に相反し
て減少する。システムのこの減少する平均故障寿命を修
正するために、誤り検出及び訂正が全てのＲＡＩＤアー
キテクチャの特徴となる。Patterson らの参考文献は、
各々が誤り検出及び訂正のための異なる手段を有する５
つのＲＡＩＤアーキテクチャについて述べている。これ
らのＲＡＩＤアーキテクチャは、ＲＡＩＤレベル１乃至
５として参照される。
に記憶される時、平均故障寿命（ＭＴＴＦ：mean time
to failure）はアレイ内のディスクの数の増加に相反し
て減少する。システムのこの減少する平均故障寿命を修
正するために、誤り検出及び訂正が全てのＲＡＩＤアー
キテクチャの特徴となる。Patterson らの参考文献は、
各々が誤り検出及び訂正のための異なる手段を有する５
つのＲＡＩＤアーキテクチャについて述べている。これ
らのＲＡＩＤアーキテクチャは、ＲＡＩＤレベル１乃至
５として参照される。
【０００８】ＲＡＩＤレベル１はデータの完全な複
製（"ミラーリング（mirroring ）"とも呼ばれる）を使
用し、１ディスク当たり比較的低い性能比率を有する。
ＲＡＩＤレベル２は、エラー訂正及びディスク故障回復
を提供するために必要な余分なディスク数を低減するエ
ラー訂正コードを使用することにより、１ディスク当た
りの容量比率に加え、この性能を改良する。ＲＡＩＤレ
ベル２では、データはＧ個のデータ・ディスクのグルー
プにインタリーブされ、単一のエラーを検出し訂正する
ために、エラー訂正コード（ＥＣＣ）が生成され、これ
が"チェック・ディスク"として参照されるＣ個の追加の
ディスクのセットに記憶される。ＥＣＣはデータ内のラ
ンダムな単一ビット・エラーを検出し訂正するために使
用され、またＧ個のデータ・ディスクの１個がクラッシ
ュする場合のデータの回復を可能とする。Ｃ＋Ｇ個のデ
ィスクの内のＧ個だけがユーザ・データを転送するの
で、１ディスク当たりの性能はＧ／（Ｇ＋Ｃ）に比例す
る。Ｇ／Ｃは、通常、１よりも相当に大きく、従ってＲ
ＡＩＤレベル２はＲＡＩＤレベル１よりも１ディスク当
たりの性能を改良する。１個以上のスペア・ディスクが
システム内に含まれ、ディスク・ドライブの１個が故障
すると、このスペア・ディスクが電子的にＲＡＩＤ内に
スイッチされ、故障したディスク・ドライブを置換する
ことも可能である。
製（"ミラーリング（mirroring ）"とも呼ばれる）を使
用し、１ディスク当たり比較的低い性能比率を有する。
ＲＡＩＤレベル２は、エラー訂正及びディスク故障回復
を提供するために必要な余分なディスク数を低減するエ
ラー訂正コードを使用することにより、１ディスク当た
りの容量比率に加え、この性能を改良する。ＲＡＩＤレ
ベル２では、データはＧ個のデータ・ディスクのグルー
プにインタリーブされ、単一のエラーを検出し訂正する
ために、エラー訂正コード（ＥＣＣ）が生成され、これ
が"チェック・ディスク"として参照されるＣ個の追加の
ディスクのセットに記憶される。ＥＣＣはデータ内のラ
ンダムな単一ビット・エラーを検出し訂正するために使
用され、またＧ個のデータ・ディスクの１個がクラッシ
ュする場合のデータの回復を可能とする。Ｃ＋Ｇ個のデ
ィスクの内のＧ個だけがユーザ・データを転送するの
で、１ディスク当たりの性能はＧ／（Ｇ＋Ｃ）に比例す
る。Ｇ／Ｃは、通常、１よりも相当に大きく、従ってＲ
ＡＩＤレベル２はＲＡＩＤレベル１よりも１ディスク当
たりの性能を改良する。１個以上のスペア・ディスクが
システム内に含まれ、ディスク・ドライブの１個が故障
すると、このスペア・ディスクが電子的にＲＡＩＤ内に
スイッチされ、故障したディスク・ドライブを置換する
ことも可能である。
【０００９】ＲＡＩＤレベル３はＲＡＩＤレベル２の変
形であり、チェック・ディスク数を１個に減らすため
に、ほとんどの既存の安価ディスク・ドライブにより提
供されるエラー検出機能が使用され、それによりＲＡＩ
Ｄレベル２に比較して、１ディスク当たりの相対性能を
向上させる。通常、パリティ・データがＥＣＣの代わり
に代用される。ＥＣＣまたは他のエラー・コード、或い
はパリティ・データは冗長データと称される。ＲＡＩＤ
レベル２及び３の両方において、大きなデータまたはグ
ループ化データに対するディスク・アクセスのトランザ
クション時間は低減される。なぜなら、全てのデータ・
ディスクに対する帯域幅が利用されるからである。
形であり、チェック・ディスク数を１個に減らすため
に、ほとんどの既存の安価ディスク・ドライブにより提
供されるエラー検出機能が使用され、それによりＲＡＩ
Ｄレベル２に比較して、１ディスク当たりの相対性能を
向上させる。通常、パリティ・データがＥＣＣの代わり
に代用される。ＥＣＣまたは他のエラー・コード、或い
はパリティ・データは冗長データと称される。ＲＡＩＤ
レベル２及び３の両方において、大きなデータまたはグ
ループ化データに対するディスク・アクセスのトランザ
クション時間は低減される。なぜなら、全てのデータ・
ディスクに対する帯域幅が利用されるからである。
【００１０】例えばトランザクション処理において一般
的である小さなデータ転送の性能基準は、ＲＡＩＤレベ
ル１乃至３に対して不十分であることが知られている。
なぜなら、データがディスク間でビット・サイズまたは
バイト・サイズのブロックにインタリーブされ、１セク
タより少ないデータへのアクセスにおいてさえも、全て
のディスクがアクセスされなければならないからであ
る。この性能パラメータを改良するために、ＲＡＩＤレ
ベル３の変形であるＲＡＩＤレベル４では、レベル１乃
至３におけるビットまたはバイト・インタリーブ・モー
ドの代わりに、データがセクタ・インタリーブ・モード
によりディスクにインタリーブされる。換言すると、個
々の入出力転送が単一のデータ・ディスクだけに関連す
る。これによる利点は、入出力オペレーションの並列性
の潜在に由来する。これは同一のデータ・ディスクを同
時にアクセスする別々のデータ・アクセス要求の間の競
合を低減する。
的である小さなデータ転送の性能基準は、ＲＡＩＤレベ
ル１乃至３に対して不十分であることが知られている。
なぜなら、データがディスク間でビット・サイズまたは
バイト・サイズのブロックにインタリーブされ、１セク
タより少ないデータへのアクセスにおいてさえも、全て
のディスクがアクセスされなければならないからであ
る。この性能パラメータを改良するために、ＲＡＩＤレ
ベル３の変形であるＲＡＩＤレベル４では、レベル１乃
至３におけるビットまたはバイト・インタリーブ・モー
ドの代わりに、データがセクタ・インタリーブ・モード
によりディスクにインタリーブされる。換言すると、個
々の入出力転送が単一のデータ・ディスクだけに関連す
る。これによる利点は、入出力オペレーションの並列性
の潜在に由来する。これは同一のデータ・ディスクを同
時にアクセスする別々のデータ・アクセス要求の間の競
合を低減する。
【００１１】それにも関わらず、ＲＡＩＤレベル４の性
能は、書込みオペレーションの間のチェック・ディスク
に対するアクセス競合のために制限される。全ての書込
みオペレーションにおいて、データが書込まれる各スト
ライプ（すなわちセクタの行）に対応して、チェック・
ディスク上に更新パリティ・データを記憶するために、
チェック・ディスクがアクセスされなければならない。
Patterson らは、ＲＡＩＤレベル４及び５において、単
一のセクタに対する個々の書込みが、論理大容量記憶装
置内の全てのディスクに関連しないことを観測した。な
ぜなら、チェック・ディスク上のパリティ・ビットが単
にグループ内の全ての対応データ・ビットの単一の排他
的論理和に相当するからである。ＲＡＩＤレベル４で
は、書込みオペレーションは常にパリティ・ディスクの
読出し及び再書込みを含み、パリティ・ディスクが低カ
レント書込みオペレーションにおけるアレイへのアクセ
スのボトルネックとなる。ＲＡＩＤレベル４の変形であ
るＲＡＩＤレベル５は、パリティ・チェック・データと
ユーザ・データを全てのディスクに渡って分散すること
により、書込みオペレーションの競合問題を軽減する。
ＲＡＩＤレベル４では、大きな書込みオペレーション
（全てのパリティ・ストライプ・ユニットに広がる）は
予備読出しを要求しない。
能は、書込みオペレーションの間のチェック・ディスク
に対するアクセス競合のために制限される。全ての書込
みオペレーションにおいて、データが書込まれる各スト
ライプ（すなわちセクタの行）に対応して、チェック・
ディスク上に更新パリティ・データを記憶するために、
チェック・ディスクがアクセスされなければならない。
Patterson らは、ＲＡＩＤレベル４及び５において、単
一のセクタに対する個々の書込みが、論理大容量記憶装
置内の全てのディスクに関連しないことを観測した。な
ぜなら、チェック・ディスク上のパリティ・ビットが単
にグループ内の全ての対応データ・ビットの単一の排他
的論理和に相当するからである。ＲＡＩＤレベル４で
は、書込みオペレーションは常にパリティ・ディスクの
読出し及び再書込みを含み、パリティ・ディスクが低カ
レント書込みオペレーションにおけるアレイへのアクセ
スのボトルネックとなる。ＲＡＩＤレベル４の変形であ
るＲＡＩＤレベル５は、パリティ・チェック・データと
ユーザ・データを全てのディスクに渡って分散すること
により、書込みオペレーションの競合問題を軽減する。
ＲＡＩＤレベル４では、大きな書込みオペレーション
（全てのパリティ・ストライプ・ユニットに広がる）は
予備読出しを要求しない。
【００１２】しかしながら、競合問題は依然として発生
する。ＲＡＩＤレベル４及び５は共に、各読出し−変更
−書込みオペレーション（例えばレコードの更新）にお
いて、２個の各ディスクに２回のアクセスを要求する。
更新はデータ・ディスク上の既存のユーザ・データの読
出しと、ユーザ・データが帰属するストライプに対応す
るパリティ・ディスク上のパリティ・データの読出しと
を含む。これに続き、更新されたユーザ・データ及びパ
リティ・データが、それぞれ両方のディスクに書込まれ
る。読出しオペレーションは更新パリティを計算するの
に不可欠であり、次の関数を用いて実行される。 新パリティ＝（旧データ．ＸＯＲ．新データ）．ＸＯ
Ｒ．旧パリティ
する。ＲＡＩＤレベル４及び５は共に、各読出し−変更
−書込みオペレーション（例えばレコードの更新）にお
いて、２個の各ディスクに２回のアクセスを要求する。
更新はデータ・ディスク上の既存のユーザ・データの読
出しと、ユーザ・データが帰属するストライプに対応す
るパリティ・ディスク上のパリティ・データの読出しと
を含む。これに続き、更新されたユーザ・データ及びパ
リティ・データが、それぞれ両方のディスクに書込まれ
る。読出しオペレーションは更新パリティを計算するの
に不可欠であり、次の関数を用いて実行される。 新パリティ＝（旧データ．ＸＯＲ．新データ）．ＸＯ
Ｒ．旧パリティ
【００１３】パリティ・データのコヒーレンシの喪失を
阻止するために、ＲＡＩＤレベル４及び５の大容量記憶
システムにおけるデータ更新オペレーション処理は、原
子的または直列化読出し変更書込みオペレーションを要
求し、その間にパリティ・データを記憶するドライブが
ロックされ、最初の更新が完了する以前に、別のデータ
更新オペレーションのパリティ情報が変化するのを阻止
する。パリティのコヒーレンシとは、パリティ・グルー
プのデータに対して順次的に実行される一連の排他的論
理和演算を、パリティが継続的に表すことを意味する。
ドライブのロックは、タグド・コマンド・キューイング
（ＴＣＱ：Tagged Command Queuing）をサポートするデ
ィスク・サブシステムにおいて、コマンドのキューイン
グを阻止する。
阻止するために、ＲＡＩＤレベル４及び５の大容量記憶
システムにおけるデータ更新オペレーション処理は、原
子的または直列化読出し変更書込みオペレーションを要
求し、その間にパリティ・データを記憶するドライブが
ロックされ、最初の更新が完了する以前に、別のデータ
更新オペレーションのパリティ情報が変化するのを阻止
する。パリティのコヒーレンシとは、パリティ・グルー
プのデータに対して順次的に実行される一連の排他的論
理和演算を、パリティが継続的に表すことを意味する。
ドライブのロックは、タグド・コマンド・キューイング
（ＴＣＱ：Tagged Command Queuing）をサポートするデ
ィスク・サブシステムにおいて、コマンドのキューイン
グを阻止する。
【００１４】タグド・コマンド・キューイングはＳＣＳ
Ｉ（Small Computer SystemsInterface ）の規格におい
て定義される。これは応答を待機することなく、ホスト
によりドライブに送信される複数のコマンドを処理す
る。コマンド及び応答は、ホストが応答を要求にマッチ
させるようにタグ付けされる。幾つかのシステムでは、
ドライブ性能を改良するためにオペレーションの実行順
序の最適化が行われる。必要に応じて、所定の順序によ
るコマンドの実行を保証するために、リンク化コマンド
が提供される。ドライブに対するアクセスの直列化は、
コマンド・キューイングを阻止するので、その後、ディ
スク・サブシステム制御装置はオペレーション・シーケ
ンスを最適化できず、ディスク・サブシステムの性能に
大きく影響を及ぼす結果となる。
Ｉ（Small Computer SystemsInterface ）の規格におい
て定義される。これは応答を待機することなく、ホスト
によりドライブに送信される複数のコマンドを処理す
る。コマンド及び応答は、ホストが応答を要求にマッチ
させるようにタグ付けされる。幾つかのシステムでは、
ドライブ性能を改良するためにオペレーションの実行順
序の最適化が行われる。必要に応じて、所定の順序によ
るコマンドの実行を保証するために、リンク化コマンド
が提供される。ドライブに対するアクセスの直列化は、
コマンド・キューイングを阻止するので、その後、ディ
スク・サブシステム制御装置はオペレーション・シーケ
ンスを最適化できず、ディスク・サブシステムの性能に
大きく影響を及ぼす結果となる。
【００１５】用語"ストライピング（striping）"がＲＡ
ＩＤ技術においてしばしば見受けられる。ストライピン
グは"ストライプ・ユニット"により、複数のディスク・
ドライブに渡ってデータをインタリーブすることであ
る。ストライプ・ユニットは論理的に連続なデータのグ
ループであり、これはデータを異なるディスク上に配置
する以前に、単一のディスク上に物理的に連続に書込ま
れる。
ＩＤ技術においてしばしば見受けられる。ストライピン
グは"ストライプ・ユニット"により、複数のディスク・
ドライブに渡ってデータをインタリーブすることであ
る。ストライプ・ユニットは論理的に連続なデータのグ
ループであり、これはデータを異なるディスク上に配置
する以前に、単一のディスク上に物理的に連続に書込ま
れる。
【００１６】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、集合
的に１個以上の論理大容量記憶装置として機能する大容
量記憶装置のセットを提供することである。
的に１個以上の論理大容量記憶装置として機能する大容
量記憶装置のセットを提供することである。
【００１７】本発明の別の目的は、ＲＡＩＤレベル４及
び５システムにおけるパリティ・ドライブ上で、コマン
ドをキューイングするシステム及び方法を提供すること
である。
び５システムにおけるパリティ・ドライブ上で、コマン
ドをキューイングするシステム及び方法を提供すること
である。
【００１８】
【課題を解決するための手段】本発明の上述及び他の目
的が次のようにして達成される。ディスク・ドライブの
レベル４またはレベル５冗長アレイ内のパリティ・ドラ
イブの入出力制御装置にコマンドをキューイングする方
法が、付加データを伴う書込み命令の受信に応答して、
付加データに対応するディスク・ドライブ上の論理ブロ
ック・アドレスと、付加データの宛先ストライプに帰属
する冗長データに対応するディスク・ドライブ上の論理
ブロック・アドレスを決定する。パリティ・キャッシュ
・エントリがパリティ・データ論理ブロック・アドレス
に一致すると、キャッシュ・ヒットが発生する。キャッ
シュ・ヒットに応答して、ストライプに対応する置換パ
リティ・データがパリティ・キャッシュ・エントリによ
り提供されるキャッシュ・ロケーションに存在するパリ
ティ・データ、データ・ドライブから読出されるデータ
及び付加データから計算される。新たに計算されたパリ
ティ・データが次にキャッシュに配置される。次に置換
パリティ・データを書込むために、パリティ・データが
配置されるドライブの入出力制御装置にコマンドが送信
される。パリティ・データに対するアクセスの直列化
が、ディスク・ドライブからキャッシュ・メモリに転送
され、それによりパリティ・データに対応するディスク
・ドライブにおいてコマンド・キューイングが使用可能
となり、高性能オペレーションが確保される。
的が次のようにして達成される。ディスク・ドライブの
レベル４またはレベル５冗長アレイ内のパリティ・ドラ
イブの入出力制御装置にコマンドをキューイングする方
法が、付加データを伴う書込み命令の受信に応答して、
付加データに対応するディスク・ドライブ上の論理ブロ
ック・アドレスと、付加データの宛先ストライプに帰属
する冗長データに対応するディスク・ドライブ上の論理
ブロック・アドレスを決定する。パリティ・キャッシュ
・エントリがパリティ・データ論理ブロック・アドレス
に一致すると、キャッシュ・ヒットが発生する。キャッ
シュ・ヒットに応答して、ストライプに対応する置換パ
リティ・データがパリティ・キャッシュ・エントリによ
り提供されるキャッシュ・ロケーションに存在するパリ
ティ・データ、データ・ドライブから読出されるデータ
及び付加データから計算される。新たに計算されたパリ
ティ・データが次にキャッシュに配置される。次に置換
パリティ・データを書込むために、パリティ・データが
配置されるドライブの入出力制御装置にコマンドが送信
される。パリティ・データに対するアクセスの直列化
が、ディスク・ドライブからキャッシュ・メモリに転送
され、それによりパリティ・データに対応するディスク
・ドライブにおいてコマンド・キューイングが使用可能
となり、高性能オペレーションが確保される。
【００１９】
【実施例】図１を参照すると、データ処理システム１１
が示される。データ処理システム１１はシステム中央処
理ユニット（ＣＰＵ）１３、システム・メモリ１５、大
容量記憶制御装置１７、及び通信リンク１９を含み、通
信リンク１９はＣＰＵ１３、システム・メモリ１５及び
大容量記憶制御装置１７をリンクし、それらの間のデー
タ及びコマンドの交換を可能とする。通信リンク１９は
システム・バスまたはあるタイプのネットワークを表
す。
が示される。データ処理システム１１はシステム中央処
理ユニット（ＣＰＵ）１３、システム・メモリ１５、大
容量記憶制御装置１７、及び通信リンク１９を含み、通
信リンク１９はＣＰＵ１３、システム・メモリ１５及び
大容量記憶制御装置１７をリンクし、それらの間のデー
タ及びコマンドの交換を可能とする。通信リンク１９は
システム・バスまたはあるタイプのネットワークを表
す。
【００２０】大容量記憶制御装置１７はデータ・ブロッ
クをＲＡＩＤ２１にストライプし、またＲＡＩＤ２１か
らデータ・ブロックを回復する機能を提供する。本発明
はレベル４またはレベル５モードのＲＡＩＤ２１の使用
に適応する。大容量記憶制御装置１７は通信リンク１９
とのインタフェース２３を含む。インタフェース２３は
システム・バス（例えばマイクロチャネル、ＥＩＳＡな
ど）またはＳＣＳＩ接続、或いは通信リンク１９へのネ
ットワーク・アダプタである。ローカル・プロセッサ２
５とメモリ・バッファ２７との間には、排他的論理和プ
ロセッサ２９が接続される。排他的論理和プロセッサ２
９は、ＲＡＩＤ２１において冗長情報として使用される
パリティ・データをデータ・ストライプに渡って生成
し、性能を改良するために使用される。排他的論理和プ
ロセッサ２９はまたパリティ情報の更新を提供する。
クをＲＡＩＤ２１にストライプし、またＲＡＩＤ２１か
らデータ・ブロックを回復する機能を提供する。本発明
はレベル４またはレベル５モードのＲＡＩＤ２１の使用
に適応する。大容量記憶制御装置１７は通信リンク１９
とのインタフェース２３を含む。インタフェース２３は
システム・バス（例えばマイクロチャネル、ＥＩＳＡな
ど）またはＳＣＳＩ接続、或いは通信リンク１９へのネ
ットワーク・アダプタである。ローカル・プロセッサ２
５とメモリ・バッファ２７との間には、排他的論理和プ
ロセッサ２９が接続される。排他的論理和プロセッサ２
９は、ＲＡＩＤ２１において冗長情報として使用される
パリティ・データをデータ・ストライプに渡って生成
し、性能を改良するために使用される。排他的論理和プ
ロセッサ２９はまたパリティ情報の更新を提供する。
【００２１】様々なタイプのデータがメモリ・バッファ
２７上に記憶され、そうしたデータにはパリティ・キャ
ッシュ・テーブル３１及びパリティ・データ・ブロック
３３が含まれる。ユーザ・データ・ブロック３５は、特
にエラー回復のために遷移してメモリ・バッファ２７を
通過する。ローカル・プロセッサ２５は通信リンク１９
からインタフェース２３を介して受信されるデータを取
得し、ＲＡＩＤ２１内の複数の直接アクセス記憶装置間
でデータをストライプするように編成する。ローカル・
プロセッサ２５はまた、メモリ・バッファ２７を用いて
ＲＡＩＤ２１からデータを回復及び再編成し、インタフ
ェース２３を介してデータ処理システム１１の計算ユニ
ットに提供する。
２７上に記憶され、そうしたデータにはパリティ・キャ
ッシュ・テーブル３１及びパリティ・データ・ブロック
３３が含まれる。ユーザ・データ・ブロック３５は、特
にエラー回復のために遷移してメモリ・バッファ２７を
通過する。ローカル・プロセッサ２５は通信リンク１９
からインタフェース２３を介して受信されるデータを取
得し、ＲＡＩＤ２１内の複数の直接アクセス記憶装置間
でデータをストライプするように編成する。ローカル・
プロセッサ２５はまた、メモリ・バッファ２７を用いて
ＲＡＩＤ２１からデータを回復及び再編成し、インタフ
ェース２３を介してデータ処理システム１１の計算ユニ
ットに提供する。
【００２２】ローカル・プロセッサ２５はまた、メモリ
・バッファ２７内のパリティ・データ・ブロック３３へ
のアクセスを直列化する処理を実施するために使用され
る。データは大容量記憶制御装置１７から複数の入出力
制御装置３７Ａ乃至３７Ｄを介して、ＲＡＩＤ２１に渡
される。各入出力制御装置３７Ａ乃至３７Ｄはそれぞれ
ローカル・バッファ３９Ａ乃至３９Ｄをアクセスし、直
接アクセス記憶装置またはディスク・ドライブ４１Ａ乃
至４１Ｄをそれぞれ制御する。各ローカル・バッファ３
９Ａ乃至３９Ｄ内には、それぞれコマンド・キュー４３
Ａ乃至４３Ｄが存在する。入出力制御装置３７Ａ乃至３
７Ｄは、コマンド・キュー４３Ａ乃至４３Ｄ内に待機さ
れるコマンドの実行順序を特定の制約内において最適化
する。
・バッファ２７内のパリティ・データ・ブロック３３へ
のアクセスを直列化する処理を実施するために使用され
る。データは大容量記憶制御装置１７から複数の入出力
制御装置３７Ａ乃至３７Ｄを介して、ＲＡＩＤ２１に渡
される。各入出力制御装置３７Ａ乃至３７Ｄはそれぞれ
ローカル・バッファ３９Ａ乃至３９Ｄをアクセスし、直
接アクセス記憶装置またはディスク・ドライブ４１Ａ乃
至４１Ｄをそれぞれ制御する。各ローカル・バッファ３
９Ａ乃至３９Ｄ内には、それぞれコマンド・キュー４３
Ａ乃至４３Ｄが存在する。入出力制御装置３７Ａ乃至３
７Ｄは、コマンド・キュー４３Ａ乃至４３Ｄ内に待機さ
れるコマンドの実行順序を特定の制約内において最適化
する。
【００２３】コンピュータ・ベースのデータ処理システ
ム１１のシステム・メモリ１５はオペレーティング・シ
ステム４５を含み、これには大容量記憶制御装置１７に
より実現される論理記憶装置のためのデバイス・ドライ
バを含む複数のデバイス・ドライバが含まれる。システ
ム・メモリ１５には更に、ＣＰＵ１３により大容量記憶
制御装置１７に送信されるコマンドのためのデバイス・
ドライバ・キューが含まれる。
ム１１のシステム・メモリ１５はオペレーティング・シ
ステム４５を含み、これには大容量記憶制御装置１７に
より実現される論理記憶装置のためのデバイス・ドライ
バを含む複数のデバイス・ドライバが含まれる。システ
ム・メモリ１５には更に、ＣＰＵ１３により大容量記憶
制御装置１７に送信されるコマンドのためのデバイス・
ドライバ・キューが含まれる。
【００２４】図２はディスク・ドライブ１２０の上面図
であり、本発明を理解する上で有用なディスク・ドライ
ブ・オペレーションの態様を表す。ディスク１４２の磁
気表面１４０上の複数のトラック（１乃至Ｎ＋１）の１
つに対するアーム１２３によるスライダ１２６の位置決
めが、トラック内のセクタ（セクタ１４６及び１４８な
ど）からデータを読出しまたは書込むために実行され
る。各トラックはディスク１４２の中心から放射状に広
がる複数のトラック・サーボ・フィールド１４４によ
り、セグメントまたはセクタに分割される。トラック・
サーボ・フィールドは、回転アーム１２３の端部のスラ
イダ１２６の移動に一致するように湾曲される。ディス
ク回転スピードが一定の場合（すなわち一定角速度また
は"ＣＡＶ"（constant angular velocity ））、スライ
ダ１２６に実装されるトランスジューサがトラック・サ
ーボ・フィールド１４４に厳密な時間間隔で遭遇する。
トラッキング情報が既知のように、トラック・サーボ・
フィールド１４４から導出される。スライダ１２６はサ
ーボ・フィールドの間を盲目的に浮上する。ユーザ・デ
ータまたはパリティ・データがディスク・ドライバ１２
０上で更新される時、旧データが所定の位置から読出さ
れ、置換データが常にそこに書込まれる。例えばセクタ
１４６がどのようなタイプのデータを含んでいようと、
これは最初の回転において読出され、更新データが第２
のまたは以降の回転においてセクタに書込まれる。セク
タに対する読出しと書込みとの間に少なくとも１回転に
対応する遅延が生じる。従来技術では、この間にパリテ
ィ・データを記憶するディスクへのアクセスが許可され
ず、ドライブ性能に影響を与えた。
であり、本発明を理解する上で有用なディスク・ドライ
ブ・オペレーションの態様を表す。ディスク１４２の磁
気表面１４０上の複数のトラック（１乃至Ｎ＋１）の１
つに対するアーム１２３によるスライダ１２６の位置決
めが、トラック内のセクタ（セクタ１４６及び１４８な
ど）からデータを読出しまたは書込むために実行され
る。各トラックはディスク１４２の中心から放射状に広
がる複数のトラック・サーボ・フィールド１４４によ
り、セグメントまたはセクタに分割される。トラック・
サーボ・フィールドは、回転アーム１２３の端部のスラ
イダ１２６の移動に一致するように湾曲される。ディス
ク回転スピードが一定の場合（すなわち一定角速度また
は"ＣＡＶ"（constant angular velocity ））、スライ
ダ１２６に実装されるトランスジューサがトラック・サ
ーボ・フィールド１４４に厳密な時間間隔で遭遇する。
トラッキング情報が既知のように、トラック・サーボ・
フィールド１４４から導出される。スライダ１２６はサ
ーボ・フィールドの間を盲目的に浮上する。ユーザ・デ
ータまたはパリティ・データがディスク・ドライバ１２
０上で更新される時、旧データが所定の位置から読出さ
れ、置換データが常にそこに書込まれる。例えばセクタ
１４６がどのようなタイプのデータを含んでいようと、
これは最初の回転において読出され、更新データが第２
のまたは以降の回転においてセクタに書込まれる。セク
タに対する読出しと書込みとの間に少なくとも１回転に
対応する遅延が生じる。従来技術では、この間にパリテ
ィ・データを記憶するディスクへのアクセスが許可され
ず、ドライブ性能に影響を与えた。
【００２５】図３は４つのディスク・ドライブ間におけ
る、ユーザ・データ及びパリティ・データ・ブロックの
ストライピングを示す。ＲＡＩＤレベル４及びＲＡＩＤ
レベル５（左対称）の両方が表される。ＲＡＩＤレベル
４では、４つのストライプが示され、第１のストライプ
はドライブ０乃至３上にそれぞれデータ・ブロックＤ
０、Ｄ１、Ｄ２及びＰ０を含み、第２のストライプはド
ライブ０乃至３上にそれぞれデータ・ブロック３乃至５
及びパリティ・ブロック１を含み、第３のストライプは
ドライブ０乃至３上にそれぞれデータ・ブロック６乃至
８及びパリティ・ブロック２を含み、第４のストライプ
はドライブ０乃至３上にそれぞれデータ・ブロック９乃
至１１及びパリティ・ブロック３を含む。ＲＡＩＤレベ
ル４では、第３のドライブはチェック・ディスクとして
知られる。
る、ユーザ・データ及びパリティ・データ・ブロックの
ストライピングを示す。ＲＡＩＤレベル４及びＲＡＩＤ
レベル５（左対称）の両方が表される。ＲＡＩＤレベル
４では、４つのストライプが示され、第１のストライプ
はドライブ０乃至３上にそれぞれデータ・ブロックＤ
０、Ｄ１、Ｄ２及びＰ０を含み、第２のストライプはド
ライブ０乃至３上にそれぞれデータ・ブロック３乃至５
及びパリティ・ブロック１を含み、第３のストライプは
ドライブ０乃至３上にそれぞれデータ・ブロック６乃至
８及びパリティ・ブロック２を含み、第４のストライプ
はドライブ０乃至３上にそれぞれデータ・ブロック９乃
至１１及びパリティ・ブロック３を含む。ＲＡＩＤレベ
ル４では、第３のドライブはチェック・ディスクとして
知られる。
【００２６】ＲＡＩＤレベル５では、任意のドライブが
パリティ・データを含むために、チェック・ディスクを
含まない。ＲＡＩＤレベル５の一例では、ＲＡＩＤレベ
ル４と全く同じメンバシップを有するストライプを有す
る。しかしながら、第１のストライプ以降ではデータ分
布は異なる。第２のストライプでは、パリティ・ブロッ
クがドライブ２に移行し、第３のストライプでは、パリ
ティ・ブロックがドライブ１に移行し、第４のストライ
プでは、パリティ・ブロックがドライブ０に移行する。
第２のストライプでは、データ・ブロックが左回転さ
れ、端のブロックがドライブ３に移動する。第３のスト
ライプでは、ブロックの平均変位は左方向に２ドライブ
となり、４番目のストライプでは左方向に３ドライブと
なる。ＲＡＩＤレベル５は、チェック・ディスクへのア
クセスの競合を回避するように設計される。
パリティ・データを含むために、チェック・ディスクを
含まない。ＲＡＩＤレベル５の一例では、ＲＡＩＤレベ
ル４と全く同じメンバシップを有するストライプを有す
る。しかしながら、第１のストライプ以降ではデータ分
布は異なる。第２のストライプでは、パリティ・ブロッ
クがドライブ２に移行し、第３のストライプでは、パリ
ティ・ブロックがドライブ１に移行し、第４のストライ
プでは、パリティ・ブロックがドライブ０に移行する。
第２のストライプでは、データ・ブロックが左回転さ
れ、端のブロックがドライブ３に移動する。第３のスト
ライプでは、ブロックの平均変位は左方向に２ドライブ
となり、４番目のストライプでは左方向に３ドライブと
なる。ＲＡＩＤレベル５は、チェック・ディスクへのア
クセスの競合を回避するように設計される。
【００２７】図４は、ドライブ１、３及び４のコマンド
・キュー及びデバイス・ドライバ・キュー上でのコマン
ドのキューイングを表すタイミング図である。図４で考
慮される例は、ＲＡＩＤレベル４またはＲＡＩＤレベル
５に適用され、ホストからの書込み更新コマンド、すな
わちドライブ０上のブロックＤ０を最初に更新し、次に
ドライブ２上のブロックＤ２を更新するように指示する
コマンドに関連する。これらの更新の各々は同一のスト
ライプに対応するパリティの更新を要求し、これはどち
らの場合にもパリティ・ブロックＰ０に相当する。従っ
て、Ｐ０へのアクセスの競合が発生する。更新のための
各ホスト要求は更新を構成する付加データを含むか、デ
ータを検索するためのシステム・メモリ１５内の位置を
識別する。時刻Ｔ１において、データ・ブロック０にデ
ータを書込むためのコマンドがデバイス・ドライバ・キ
ュー４７に存在する。時刻Ｔ２において、ブロック０内
のデータを読出し、付加データをブロック０に書込むた
めのリンク対コマンドがドライブ０のコマンド・キュー
に現れる。また時刻Ｔ２では、パリティ・ブロック０を
読出すための命令がドライブ３のキューに配置される。
これはパリティ・ブロック０のデータがメモリ・バッフ
ァ２７に保持されていることを示すキャッシュ・ヒット
が発生しない場合に限り、発生する。
・キュー及びデバイス・ドライバ・キュー上でのコマン
ドのキューイングを表すタイミング図である。図４で考
慮される例は、ＲＡＩＤレベル４またはＲＡＩＤレベル
５に適用され、ホストからの書込み更新コマンド、すな
わちドライブ０上のブロックＤ０を最初に更新し、次に
ドライブ２上のブロックＤ２を更新するように指示する
コマンドに関連する。これらの更新の各々は同一のスト
ライプに対応するパリティの更新を要求し、これはどち
らの場合にもパリティ・ブロックＰ０に相当する。従っ
て、Ｐ０へのアクセスの競合が発生する。更新のための
各ホスト要求は更新を構成する付加データを含むか、デ
ータを検索するためのシステム・メモリ１５内の位置を
識別する。時刻Ｔ１において、データ・ブロック０にデ
ータを書込むためのコマンドがデバイス・ドライバ・キ
ュー４７に存在する。時刻Ｔ２において、ブロック０内
のデータを読出し、付加データをブロック０に書込むた
めのリンク対コマンドがドライブ０のコマンド・キュー
に現れる。また時刻Ｔ２では、パリティ・ブロック０を
読出すための命令がドライブ３のキューに配置される。
これはパリティ・ブロック０のデータがメモリ・バッフ
ァ２７に保持されていることを示すキャッシュ・ヒット
が発生しない場合に限り、発生する。
【００２８】時刻Ｔ３において、データ・ブロックＤ２
のデータを読出すコマンドがデバイス・ドライバ・キュ
ー４７に配置される。その後時刻Ｔ４において、データ
・ブロックＤ２を読出すコマンドから導出されるリンク
・コマンドが、ドライブ２のコマンド・キューに現れ
る。これにはデータ・ブロックＤ２の読出し及びデータ
・ブロックＤ２の書込みが含まれる。また時刻Ｔ４で
は、パリティ・ブロックＰ０を読出す命令がドライブ３
のコマンド・キューを通じて進行するように示される。
Ｔ４とＴ６との間のある時刻において、パリティ・ブロ
ックＰ０がメモリ・バッファ２７に読出される。また時
刻Ｔ６より先にデータ・ブロックＤ０を読出す命令が実
行される。時刻Ｔ６において、更新データをデータ・ブ
ロックＤ０に書込むコマンドが、ドライブ０のコマンド
・キューの出力端に達するように示される。このコマン
ドは時刻Ｔ１２より以前に実行される。時刻Ｔ７におい
て、パリティ・ブロックＰ０のデータを置換する書込み
命令が、ドライブ３のコマンド・キューに配置される。
このコマンドの進行は時間間隔Ｔ８を経過して継続され
る。時刻Ｔ９において、ユーザ・データ・ブロックＤ２
の読出し命令がドライブ２のコマンド・キューから実行
され、更新データをデータ・ブロックＤ２に書込む命令
がコマンド・キューの出力端に達する。実行はＴ９以降
に発生する。時刻Ｔ１０において、パリティ・ブロック
Ｐ０への書込み命令がドライブ３のコマンド・キューの
入力端に配置される。時刻Ｔ１０の時点で、パリティ・
ブロックＰ０に対する２つの書込み命令がドライブ３の
コマンド・キュー内に同時に存在する。時間間隔Ｔ１１
及びＴ１２では、パリティ・ブロックＰ０に対する２番
目の書込み命令がドライブ３のコマンド・キュー内にお
いて進行する。
のデータを読出すコマンドがデバイス・ドライバ・キュ
ー４７に配置される。その後時刻Ｔ４において、データ
・ブロックＤ２を読出すコマンドから導出されるリンク
・コマンドが、ドライブ２のコマンド・キューに現れ
る。これにはデータ・ブロックＤ２の読出し及びデータ
・ブロックＤ２の書込みが含まれる。また時刻Ｔ４で
は、パリティ・ブロックＰ０を読出す命令がドライブ３
のコマンド・キューを通じて進行するように示される。
Ｔ４とＴ６との間のある時刻において、パリティ・ブロ
ックＰ０がメモリ・バッファ２７に読出される。また時
刻Ｔ６より先にデータ・ブロックＤ０を読出す命令が実
行される。時刻Ｔ６において、更新データをデータ・ブ
ロックＤ０に書込むコマンドが、ドライブ０のコマンド
・キューの出力端に達するように示される。このコマン
ドは時刻Ｔ１２より以前に実行される。時刻Ｔ７におい
て、パリティ・ブロックＰ０のデータを置換する書込み
命令が、ドライブ３のコマンド・キューに配置される。
このコマンドの進行は時間間隔Ｔ８を経過して継続され
る。時刻Ｔ９において、ユーザ・データ・ブロックＤ２
の読出し命令がドライブ２のコマンド・キューから実行
され、更新データをデータ・ブロックＤ２に書込む命令
がコマンド・キューの出力端に達する。実行はＴ９以降
に発生する。時刻Ｔ１０において、パリティ・ブロック
Ｐ０への書込み命令がドライブ３のコマンド・キューの
入力端に配置される。時刻Ｔ１０の時点で、パリティ・
ブロックＰ０に対する２つの書込み命令がドライブ３の
コマンド・キュー内に同時に存在する。時間間隔Ｔ１１
及びＴ１２では、パリティ・ブロックＰ０に対する２番
目の書込み命令がドライブ３のコマンド・キュー内にお
いて進行する。
【００２９】図５はパリティ・キャッシュ・テーブル３
１の構造を表す。パリティ・キャッシュ・テーブルは、
メモリ・バッファ２７に存在するパリティ・データ・ブ
ロックに関連する最大Ｋ個のエントリを含む。別の実施
例では、パリティ・キャッシュ・テーブル３１及びパリ
ティ・データ・ブロック３３が、システム・メモリ１５
に記憶される。当業者には、メモリ・バッファ２７内の
データへのアクセスが、システム・メモリ１５へのアク
セスよりも高速であることが望ましいことが理解されよ
う。いずれにしても、これらのいずれのアクセスもディ
スク・ドライブからの回復よりは高速である。データ構
造を記憶するためのシステム・メモリ１５の使用によ
り、通信リンク１９上のトラフィックは増加する。
１の構造を表す。パリティ・キャッシュ・テーブルは、
メモリ・バッファ２７に存在するパリティ・データ・ブ
ロックに関連する最大Ｋ個のエントリを含む。別の実施
例では、パリティ・キャッシュ・テーブル３１及びパリ
ティ・データ・ブロック３３が、システム・メモリ１５
に記憶される。当業者には、メモリ・バッファ２７内の
データへのアクセスが、システム・メモリ１５へのアク
セスよりも高速であることが望ましいことが理解されよ
う。いずれにしても、これらのいずれのアクセスもディ
スク・ドライブからの回復よりは高速である。データ構
造を記憶するためのシステム・メモリ１５の使用によ
り、通信リンク１９上のトラフィックは増加する。
【００３０】パリティ・キャッシュ・テーブル３１内の
各エントリは、ＲＡＩＤレベル４システムのドライブ・
ユニット４１Ｄ、またはＲＡＩＤレベル５システムのド
ライブ４１Ａ乃至４１Ｄの１つにおける論理ブロック・
アドレス範囲に対応する論理ブロック・アドレス範囲を
含む。アドレス範囲フィールド７０は、ドライブ・ユニ
ット上の開始論理ブロック・アドレス及びパリティ・ブ
ロックの終りを含む。エントリには更に、エントリに関
連するパリティ・データへの最も最近の使用またはアク
セスのタイム・スタンプ７１が含まれる。ＮＷＷ（numb
er of writeswaiting ）フィールド７３は、実行を待機
中の書込みの数を示すカウンタである。フィールド７５
（Ｌ／Ｆ）はデータへのアクセスをロックするためのフ
ラグであり、メモリ・バッファ２７内のパリティ・デー
タの直列化の変更を提供する。最後に、データ・キャッ
シュ・テーブル３１内のエントリは、パリティ・データ
・ブロックを見い出すためのバッファ内における位置を
示す。データ・キャッシュ・テーブル３１及びパリティ
・データ・ブロック３３は、電力損失を防ぐために、不
揮発メモリ内に保持されてもよい。
各エントリは、ＲＡＩＤレベル４システムのドライブ・
ユニット４１Ｄ、またはＲＡＩＤレベル５システムのド
ライブ４１Ａ乃至４１Ｄの１つにおける論理ブロック・
アドレス範囲に対応する論理ブロック・アドレス範囲を
含む。アドレス範囲フィールド７０は、ドライブ・ユニ
ット上の開始論理ブロック・アドレス及びパリティ・ブ
ロックの終りを含む。エントリには更に、エントリに関
連するパリティ・データへの最も最近の使用またはアク
セスのタイム・スタンプ７１が含まれる。ＮＷＷ（numb
er of writeswaiting ）フィールド７３は、実行を待機
中の書込みの数を示すカウンタである。フィールド７５
（Ｌ／Ｆ）はデータへのアクセスをロックするためのフ
ラグであり、メモリ・バッファ２７内のパリティ・デー
タの直列化の変更を提供する。最後に、データ・キャッ
シュ・テーブル３１内のエントリは、パリティ・データ
・ブロックを見い出すためのバッファ内における位置を
示す。データ・キャッシュ・テーブル３１及びパリティ
・データ・ブロック３３は、電力損失を防ぐために、不
揮発メモリ内に保持されてもよい。
【００３１】図６は、ホスト処理ユニットからの更新コ
マンド、すなわちＲＡＩＤ２１へのデータの読出し−変
更−書込みを要求するコマンドの受信において入力され
る処理の論理流れ図である。付加データの識別を含む更
新コマンドの受信に際し、適切なストライプのデータ及
びパリティ・データに対応する論理ブロック・アドレス
範囲がステップ２０１で計算される。プログラムはユー
ザ・データの更新及びパリティ・データの更新のための
処理を両立するが、これは実質的には非同期処理であ
り、ドライブが非同期に動作する。ユーザ・データ処理
ではステップ２０３へ移行し、適切なデータ・ドライブ
・コマンド・キューがフルかどうかを判断する。フルの
場合、処理はエントリがキュー内で開くまで待機する。
ユーザ・データ・ドライブのコマンド・キューの空間が
使用可能になると、分岐せずにステップ２０３からステ
ップ２０５に移行する。ステップ２０５で、１）ステッ
プ２０１で決定された論理ブロック・アドレスから旧デ
ータを読出し、２）付加データを同一位置に書込むため
に、リンク・コマンドがデータ・ドライブ・コマンド・
キューに送信される。処理は次にステップ２０７に移行
し、付加データと置換パリティ・データの両方が書込ま
れたことが示されるまで、待機オペレーションを実行す
る。ステップ２０７は実質的に２つの処理の再同期化を
提供する。ステップ２０７の後、ステップ２０９が実行
され、完全なステータスをホストに送信する。処理はこ
の時点で終了する。
マンド、すなわちＲＡＩＤ２１へのデータの読出し−変
更−書込みを要求するコマンドの受信において入力され
る処理の論理流れ図である。付加データの識別を含む更
新コマンドの受信に際し、適切なストライプのデータ及
びパリティ・データに対応する論理ブロック・アドレス
範囲がステップ２０１で計算される。プログラムはユー
ザ・データの更新及びパリティ・データの更新のための
処理を両立するが、これは実質的には非同期処理であ
り、ドライブが非同期に動作する。ユーザ・データ処理
ではステップ２０３へ移行し、適切なデータ・ドライブ
・コマンド・キューがフルかどうかを判断する。フルの
場合、処理はエントリがキュー内で開くまで待機する。
ユーザ・データ・ドライブのコマンド・キューの空間が
使用可能になると、分岐せずにステップ２０３からステ
ップ２０５に移行する。ステップ２０５で、１）ステッ
プ２０１で決定された論理ブロック・アドレスから旧デ
ータを読出し、２）付加データを同一位置に書込むため
に、リンク・コマンドがデータ・ドライブ・コマンド・
キューに送信される。処理は次にステップ２０７に移行
し、付加データと置換パリティ・データの両方が書込ま
れたことが示されるまで、待機オペレーションを実行す
る。ステップ２０７は実質的に２つの処理の再同期化を
提供する。ステップ２０７の後、ステップ２０９が実行
され、完全なステータスをホストに送信する。処理はこ
の時点で終了する。
【００３２】パリティ・データ処理ではステップ２１１
が実行され、パリティ・ドライブ・キューがフルかどう
かが判断される。フルの場合、パリティ・データを保持
するドライブのコマンド・キューに、コマンドのための
空間が使用可能になるまで、待機が実行される。空間が
使用可能となると分岐せずにステップ２１３に移行す
る。ステップ２１３では、ステップ２０１でパリティ・
データに対して計算されたパリティ・キャッシュ・テー
ブルの論理ブロック・アドレス範囲に、エントリが存在
するかどうかが判断される。パリティ・キャッシュ・ヒ
ットが発生すると、ステップ２１３からステップ２１５
へ分岐する。ステップ２１５では、パリティ・データ・
ブロックのステータスがフリーかどうかが判断される。
フリーでない場合、ステータス・フラグがフリーになる
まで待機が実行される。次にステップ２１５からステッ
プ２１７に分岐し、ステータス・フラグをロックにセッ
トし、待機中の書込み数を増分し、パリティ・キャッシ
ュ・エントリ内のタイム・スタンプを置換する。ステッ
プ２１７に続きステップ２１９が実行され、新たなまた
は置換パリティを計算するために要求される旧データ
が、ステップ２０５から使用可能かどうかを判断する。
処理はステップ２１９で旧ユーザ・データが使用可能と
なるまで待機する。データが使用可能になると、ステッ
プ２２１に分岐し、新たなパリティ・データを計算し、
キャッシュ内のパリティ・ブロックを更新する。ステッ
プ２２３でステータス・フラグがフリーにセットされ、
ステップ２２５で新たなパリティ・データの書込みコマ
ンドが適切なディスク・ドライブに送信され、その入出
力制御装置に対応するコマンド・キューに待機される。
ステップ２２７は、入出力制御装置がパリティ書込みオ
ペレーションの完了を示すまで待機サイクルを提供す
る。書込みが完了するとステップ２２９が実行され、待
機中の書込み数が１減分される。処理は次にステップ２
０７に移行する。
が実行され、パリティ・ドライブ・キューがフルかどう
かが判断される。フルの場合、パリティ・データを保持
するドライブのコマンド・キューに、コマンドのための
空間が使用可能になるまで、待機が実行される。空間が
使用可能となると分岐せずにステップ２１３に移行す
る。ステップ２１３では、ステップ２０１でパリティ・
データに対して計算されたパリティ・キャッシュ・テー
ブルの論理ブロック・アドレス範囲に、エントリが存在
するかどうかが判断される。パリティ・キャッシュ・ヒ
ットが発生すると、ステップ２１３からステップ２１５
へ分岐する。ステップ２１５では、パリティ・データ・
ブロックのステータスがフリーかどうかが判断される。
フリーでない場合、ステータス・フラグがフリーになる
まで待機が実行される。次にステップ２１５からステッ
プ２１７に分岐し、ステータス・フラグをロックにセッ
トし、待機中の書込み数を増分し、パリティ・キャッシ
ュ・エントリ内のタイム・スタンプを置換する。ステッ
プ２１７に続きステップ２１９が実行され、新たなまた
は置換パリティを計算するために要求される旧データ
が、ステップ２０５から使用可能かどうかを判断する。
処理はステップ２１９で旧ユーザ・データが使用可能と
なるまで待機する。データが使用可能になると、ステッ
プ２２１に分岐し、新たなパリティ・データを計算し、
キャッシュ内のパリティ・ブロックを更新する。ステッ
プ２２３でステータス・フラグがフリーにセットされ、
ステップ２２５で新たなパリティ・データの書込みコマ
ンドが適切なディスク・ドライブに送信され、その入出
力制御装置に対応するコマンド・キューに待機される。
ステップ２２７は、入出力制御装置がパリティ書込みオ
ペレーションの完了を示すまで待機サイクルを提供す
る。書込みが完了するとステップ２２９が実行され、待
機中の書込み数が１減分される。処理は次にステップ２
０７に移行する。
【００３３】ステップ２１３でパリティ・キャッシュ・
ヒットが発生しなかったと判断されると、分岐せずにス
テップ２３１に移行する。ステップ２３１では、フリー
・パリティ・キャッシュ・エントリが使用可能かどうか
が判断される。使用可能な場合、ステップ２３３で、フ
リー・パリティ・キャッシュ・エントリを使用し、新た
なパリティ・キャッシュ・エントリが作成される。使用
可能でない場合には、ステップ２３５でパリティ・キャ
ッシュ・エントリがテーブルから解放される。これは待
機中の書込み数が０である最低使用頻度（ＬＲＵ）パリ
ティ・キャッシュ・エントリを見い出すことにより実行
される。エントリが探し出されると、ステップ２３３で
新たなパリティ・エントリが、解放されたエントリから
作成される。次にステップ２３７でステータス・フラグ
がロックにセットされ、待機中の書込み数が１にセット
される。次にステップ２３９で旧パリティがパリティ・
ドライブから読出される。これはステップ２４１で読出
しオペレーションの完了として示されるように、コマン
ドの通常のキューイング及び待機を含むものと理解され
る。パリティの読出しが完了し、その読出されたばかり
のパリティのバッファ２７における記憶位置がキャッシ
ュ・エントリに含まれると、ステップ２４１からステッ
プ２１９に分岐し、処理が上述のように継続される。
ヒットが発生しなかったと判断されると、分岐せずにス
テップ２３１に移行する。ステップ２３１では、フリー
・パリティ・キャッシュ・エントリが使用可能かどうか
が判断される。使用可能な場合、ステップ２３３で、フ
リー・パリティ・キャッシュ・エントリを使用し、新た
なパリティ・キャッシュ・エントリが作成される。使用
可能でない場合には、ステップ２３５でパリティ・キャ
ッシュ・エントリがテーブルから解放される。これは待
機中の書込み数が０である最低使用頻度（ＬＲＵ）パリ
ティ・キャッシュ・エントリを見い出すことにより実行
される。エントリが探し出されると、ステップ２３３で
新たなパリティ・エントリが、解放されたエントリから
作成される。次にステップ２３７でステータス・フラグ
がロックにセットされ、待機中の書込み数が１にセット
される。次にステップ２３９で旧パリティがパリティ・
ドライブから読出される。これはステップ２４１で読出
しオペレーションの完了として示されるように、コマン
ドの通常のキューイング及び待機を含むものと理解され
る。パリティの読出しが完了し、その読出されたばかり
のパリティのバッファ２７における記憶位置がキャッシ
ュ・エントリに含まれると、ステップ２４１からステッ
プ２１９に分岐し、処理が上述のように継続される。
【００３４】入出力制御装置レベルにおけるタグ・コマ
ンド・キューイングによる性能の改良は、こうしたシス
テムが本発明を使用するＲＡＩＤレベル４またはレベル
５大容量記憶システムに適用されると失われることはな
い。キャッシュ・エントリ・テーブルのデータ構造が、
電源障害による損失から保護するために不揮発ＲＡＭに
より実現されてもよい。
ンド・キューイングによる性能の改良は、こうしたシス
テムが本発明を使用するＲＡＩＤレベル４またはレベル
５大容量記憶システムに適用されると失われることはな
い。キャッシュ・エントリ・テーブルのデータ構造が、
電源障害による損失から保護するために不揮発ＲＡＭに
より実現されてもよい。
【００３５】本発明は特定の実施例に関連して述べられ
てきたが、当業者には本発明の精神及び範囲から逸脱す
ることなく、形態及び詳細に関する様々な変更が可能で
あることが理解されよう。
てきたが、当業者には本発明の精神及び範囲から逸脱す
ることなく、形態及び詳細に関する様々な変更が可能で
あることが理解されよう。
【００３６】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
の事項を開示する。
【００３７】（１）耐障害論理大容量記憶装置内の物理
記憶装置にユーザ・データ及び冗長データを記憶する方
法であって、ホストからの付加データを伴う書込みコマ
ンドの受信に応答して、第１の物理記憶装置上における
付加データの論理ブロック・アドレスと、第２の物理記
憶装置上における冗長データのパリティ・アドレスとを
決定するステップと、前記第１の記憶装置に対して、論
理ブロック・アドレスの旧データを読出し、論理ブロッ
ク・アドレスに付加データを書込むように指令するステ
ップと、前記第２の記憶装置上の冗長データがメモリ・
バッファ内に存在するかどうかを判断するステップと、
冗長データが前記メモリ・バッファ内に存在しない場
合、前記第２の記憶装置から前記メモリ・バッファに冗
長データを読出すステップと、冗長データ、付加データ
及び旧データから新たな冗長データを計算するステップ
と、前記第２の物理記憶装置に新たな冗長データを論理
ブロック・アドレスに記憶するように指令するステップ
と、を含む記憶方法。 （２）新たな冗長データを計算するステップが、前記メ
モリ・バッファ内の冗長データを新たな冗長データによ
り置換するステップを含む、前記（１）記載の記憶方
法。 （３）ディスク・ドライブの冗長アレイ内のパリティ・
ドライブ上にコマンドをキューイングする方法であっ
て、ホストからの付加データを伴う書込みコマンドの受
信に応答して、データ・ドライブ上における付加データ
の論理ブロック・アドレスと、前記パリティ・ドライブ
上におけるパリティ・データの論理ブロック・アドレス
とを決定するステップと、パリティ・キャッシュ・エン
トリがパリティ・データの論理ブロック・アドレスに一
致するかどうかを判断するステップと、前記一致の肯定
判定に応答して、パリティ・キャッシュ・エントリによ
り提供されるバッファ・ロケーションのパリティ・デー
タと、前記データ・ドライブから読出されるデータと付
加データとから、置換パリティ・データを計算するステ
ップと、置換パリティ・データを前記バッファ・ロケー
ションに配置するステップと、置換パリティ・データを
書込むためのコマンドを、パリティ・データの論理ブロ
ック・アドレスに対応する入出力制御装置に送信するス
テップと、を含むキューイング方法。 （４）前記一致の否定判定に応答して、パリティ・デー
タを前記バッファ・ロケーションに読出すためのコマン
ドを、前記パリティ・ドライブの論理ブロック・アドレ
スに対応する入出力制御装置に送信するステップと、前
記パリティ・ドライブの論理ブロック・アドレスのパリ
ティ・キャッシュ・エントリを生成するステップと、を
含む、前記（３）記載のキューイング方法。 （５）パリティ・キャッシュ・エントリが前記パリティ
・ドライブの論理ブロック・アドレスと、ドライブ識別
と、タイム・スタンプと、ロック／非ロック・フラグ
と、待機中の書込みの数を示す書込み待機カウンタと、
メモリ・バッファ内のパリティ・データの位置を示す位
置フィールドとを含む、前記（４）記載のキューイング
方法。 （６）前記データ・ドライブの論理ブロック・アドレス
の決定に応答して、データを読出し次に付加データを書
込むためのリンク・コマンドを、論理ブロック・アドレ
スをカバーする入出力制御装置に送信するステップ、を
含む、前記（５）記載のキューイング方法。 （７）計算ステップがリンク・コマンドの送信ステップ
の読出しオペレーションの後に発生する、前記（６）記
載のキューイング方法。 （８）前記パリティ・キャッシュ・エントリの生成ステ
ップが、パリティ・キャッシュ・テーブルが未使用のパ
リティ・キャッシュ・エントリを有するかどうかを判断
するステップと、肯定判定に応答して、未使用のパリテ
ィ・キャッシュ・エントリを使用するステップと、否定
判定に応答して、待機中の書込みを有さないパリティ・
キャッシュ・エントリの中から、最低使用頻度のパリテ
ィ・キャッシュ・エントリを探し出し、探し出されたパ
リティ・キャッシュ・エントリを使用するステップと、
を含む、前記（５）記載のキューイング方法。 （９）置換パリティ・データ書込みのためのコマンドの
送信ステップが、書込み待機カウンタを増分するステッ
プを含む、前記（５）記載のキューイング方法。 （１０）置換パリティ・データの生成のために、前記バ
ッファ・ロケーション内のパリティ・データへのアクセ
スを直列化するステップ、を含む、前記（９）記載のキ
ューイング方法。 （１１）置換パリティ・データが前記パリティ・ドライ
ブの論理ブロック・アドレスに書込まれた後、パリティ
・キャッシュ内の書込み待機カウンタを減分するステッ
プ、を含む、前記（１０）記載のキューイング方法。 （１２）前記パリティ・ドライブがチェック・ディスク
である、前記（１１）記載のキューイング方法。 （１３）前記パリティ・ドライブがディスク・ドライブ
の冗長アレイの任意の１つに相当する、前記（１１）記
載のキューイング方法。 （１４）ホスト・データ処理システムからの付加データ
を伴う書込み命令の受信に応答して、データ・ドライブ
上における付加データの論理ブロック・アドレスと、パ
リティ・ドライブ上における冗長データの論理ブロック
・アドレスとを決定する手段と、複数のパリティ・キャ
ッシュ・エントリを有するパリティ・キャッシュ・テー
ブルと、パリティ・キャッシュ・エントリ及び前記パリ
ティ・ドライブ上の論理ブロック・アドレスに対応する
パリティ・データを記憶するバッファと、パリティ・キ
ャッシュ・エントリが発見手段により見い出される前記
パリティ・ドライブの論理ブロック・アドレスに一致す
るかどうかを判断する手段と、前記一致の肯定判定に応
答して、パリティ・キャッシュ・エントリにより提供さ
れるバッファ・ロケーションのパリティ・データと、前
記データ・ドライブの論理ブロック・アドレスから読出
されるデータと、付加データとから、置換パリティ・デ
ータを計算する手段と、置換パリティ・データを前記バ
ッファ・ロケーションに配置する手段と、置換パリティ
・データを書込むためのコマンドを、パリティ・ドライ
ブの論理ブロック・アドレスに対応する入出力制御装置
に送信する手段と、を含む、ディスク・ドライブの冗長
アレイ。 （１５）前記一致の否定判定に応答して、パリティ・デ
ータを前記バッファ・ロケーションに読出すためのコマ
ンドを前記パリティ・ドライブの論理ブロック・アドレ
スに対応する入出力制御装置に送信する手段と、前記パ
リティ・ドライブの論理ブロック・アドレスから読出さ
れるパリティ・データに対応するパリティ・キャッシュ
・エントリを生成する手段と、を含む、前記（１４）記
載のディスク・ドライブの冗長アレイ。 （１６）パリティ・キャッシュ・エントリが前記パリテ
ィ・データの論理ブロック・アドレスと、タイム・スタ
ンプと、ロック／非ロック・フラグと、待機中の書込み
の数を示す書込み待機カウンタと、ドライブ識別と、メ
モリ・バッファ内のパリティ・データの位置フィールド
とを含む、前記（１５）記載のディスク・ドライブの冗
長アレイ。 （１７）前記データ・ドライブの論理ブロック・アドレ
スの決定に応答して、データを読出し次に付加データを
書込むためのリンク・コマンドを、前記データ・ドライ
ブの論理ブロック・アドレスに対応する入出力制御装置
に送信する手段、を含む、前記（１６）記載のディスク
・ドライブの冗長アレイ。 （１８）パリティ・キャッシュ・エントリの生成手段
が、パリティ・キャッシュ・テーブルが未使用のパリテ
ィ・キャッシュ・エントリを有するかどうかを判断する
手段と、肯定判定に応答して、未使用のパリティ・キャ
ッシュ・エントリを使用する手段と、否定判定に応答し
て、待機中の書込みを有さない最低使用頻度のパリティ
・キャッシュ・エントリを探し出し、探し出されたパリ
ティ・キャッシュ・エントリを使用する手段と、を含
む、前記（１６）記載のディスク・ドライブの冗長アレ
イ。 （１９）置換パリティ・データ書込みのためのコマンド
の送信手段が、書込み待機カウンタを増分する手段を含
む、前記（１６）記載のディスク・ドライブの冗長アレ
イ。 （２０）置換パリティ・データの生成のために、前記バ
ッファ・ロケーション内のパリティ・データへのアクセ
スを直列化する手段、を含む、前記（１９）記載のディ
スク・ドライブの冗長アレイ。 （２１）置換パリティ・データが前記パリティ・ドライ
ブの論理ブロック・アドレスに書込まれた後、前記パリ
ティ・ドライブの論理ブロック・アドレスに対応するパ
リティ・キャッシュ内の書込み待機カウンタを減分する
手段、を含む、前記（２０）記載のディスク・ドライブ
の冗長アレイ。 （２２）前記パリティ・ドライブがチェック・ディスク
である、前記（２１）記載のディスク・ドライブの冗長
アレイ。 （２３）前記パリティ・ドライブがディスク・ドライブ
の冗長アレイの任意の１つに相当する、前記（２１）記
載のディスク・ドライブの冗長アレイ。 （２４）論理装置として動作する物理記憶装置のアレイ
と、物理記憶装置のアレイ上の所定の位置に記憶される
付加データを伴う更新コマンドを提供するコマンド発生
器と、ユーザ・データのストライプに対応する選択パリ
ティ・データ・ブロックのコピーを記憶するキャッシュ
と、ユーザ・データ・ブロック及びユーザ・データ・ブ
ロックのストライプに渡って生成されるパリティ・デー
タ・ブロックを物理記憶装置のアレイ間でストライプ
し、物理記憶装置位置によりキャッシュ内に記憶される
選択パリティ・データ・ブロックの１個以上のコピーを
識別するパリティ・キャッシュ・テーブルを保守するロ
ーカル・プロセッサと、ローカル・プロセッサによりそ
れぞれの入出力制御装置に送信されるコマンドをキュー
イングする、物理記憶装置の物理アレイの各々に関連す
る入出力制御装置と、を含むデータ処理システム。 （２５）パリティ・キャッシュ・エントリが物理記憶装
置の論理ブロック・アドレスと、物理記憶装置の識別
と、タイム・スタンプと、ロック／非ロック・フラグ
と、待機中の書込みの数を示す書込み待機カウンタと、
キャッシュ内のパリティ・データ・ブロックの位置・フ
ィールドとを含む、前記（２４）記載のデータ処理シス
テム。 （２６）ローカル・プロセッサが、キャッシュ内の選択
パリティ・データ・ブロックの各コピーへのアクセスを
制御するシリアライザ、を含む、前記（２５）記載のデ
ータ処理システム。 （２７）キャッシュ内にパリティ・データ・ブロックが
存在しないストライプ内の物理アドレスを更新するコマ
ンドに応答して、前記ストライプに対応するパリティ・
データ・ブロックをキャッシュに読出し、パリティ・キ
ャッシュ・テーブルに前記パリティ・データ・ブロック
のエントリを生成するパリティ・キャッシュ・テーブル
・エントリ発生器、を含む、前記（２６）記載のデータ
処理システム。 （２８）パリティ・データが単一の物理記憶装置上に配
置される、前記（２７）記載のデータ処理システム。 （２９）パリティ・データが全ての物理記憶装置上に配
置される、前記（２７）記載のデータ処理システム。
記憶装置にユーザ・データ及び冗長データを記憶する方
法であって、ホストからの付加データを伴う書込みコマ
ンドの受信に応答して、第１の物理記憶装置上における
付加データの論理ブロック・アドレスと、第２の物理記
憶装置上における冗長データのパリティ・アドレスとを
決定するステップと、前記第１の記憶装置に対して、論
理ブロック・アドレスの旧データを読出し、論理ブロッ
ク・アドレスに付加データを書込むように指令するステ
ップと、前記第２の記憶装置上の冗長データがメモリ・
バッファ内に存在するかどうかを判断するステップと、
冗長データが前記メモリ・バッファ内に存在しない場
合、前記第２の記憶装置から前記メモリ・バッファに冗
長データを読出すステップと、冗長データ、付加データ
及び旧データから新たな冗長データを計算するステップ
と、前記第２の物理記憶装置に新たな冗長データを論理
ブロック・アドレスに記憶するように指令するステップ
と、を含む記憶方法。 （２）新たな冗長データを計算するステップが、前記メ
モリ・バッファ内の冗長データを新たな冗長データによ
り置換するステップを含む、前記（１）記載の記憶方
法。 （３）ディスク・ドライブの冗長アレイ内のパリティ・
ドライブ上にコマンドをキューイングする方法であっ
て、ホストからの付加データを伴う書込みコマンドの受
信に応答して、データ・ドライブ上における付加データ
の論理ブロック・アドレスと、前記パリティ・ドライブ
上におけるパリティ・データの論理ブロック・アドレス
とを決定するステップと、パリティ・キャッシュ・エン
トリがパリティ・データの論理ブロック・アドレスに一
致するかどうかを判断するステップと、前記一致の肯定
判定に応答して、パリティ・キャッシュ・エントリによ
り提供されるバッファ・ロケーションのパリティ・デー
タと、前記データ・ドライブから読出されるデータと付
加データとから、置換パリティ・データを計算するステ
ップと、置換パリティ・データを前記バッファ・ロケー
ションに配置するステップと、置換パリティ・データを
書込むためのコマンドを、パリティ・データの論理ブロ
ック・アドレスに対応する入出力制御装置に送信するス
テップと、を含むキューイング方法。 （４）前記一致の否定判定に応答して、パリティ・デー
タを前記バッファ・ロケーションに読出すためのコマン
ドを、前記パリティ・ドライブの論理ブロック・アドレ
スに対応する入出力制御装置に送信するステップと、前
記パリティ・ドライブの論理ブロック・アドレスのパリ
ティ・キャッシュ・エントリを生成するステップと、を
含む、前記（３）記載のキューイング方法。 （５）パリティ・キャッシュ・エントリが前記パリティ
・ドライブの論理ブロック・アドレスと、ドライブ識別
と、タイム・スタンプと、ロック／非ロック・フラグ
と、待機中の書込みの数を示す書込み待機カウンタと、
メモリ・バッファ内のパリティ・データの位置を示す位
置フィールドとを含む、前記（４）記載のキューイング
方法。 （６）前記データ・ドライブの論理ブロック・アドレス
の決定に応答して、データを読出し次に付加データを書
込むためのリンク・コマンドを、論理ブロック・アドレ
スをカバーする入出力制御装置に送信するステップ、を
含む、前記（５）記載のキューイング方法。 （７）計算ステップがリンク・コマンドの送信ステップ
の読出しオペレーションの後に発生する、前記（６）記
載のキューイング方法。 （８）前記パリティ・キャッシュ・エントリの生成ステ
ップが、パリティ・キャッシュ・テーブルが未使用のパ
リティ・キャッシュ・エントリを有するかどうかを判断
するステップと、肯定判定に応答して、未使用のパリテ
ィ・キャッシュ・エントリを使用するステップと、否定
判定に応答して、待機中の書込みを有さないパリティ・
キャッシュ・エントリの中から、最低使用頻度のパリテ
ィ・キャッシュ・エントリを探し出し、探し出されたパ
リティ・キャッシュ・エントリを使用するステップと、
を含む、前記（５）記載のキューイング方法。 （９）置換パリティ・データ書込みのためのコマンドの
送信ステップが、書込み待機カウンタを増分するステッ
プを含む、前記（５）記載のキューイング方法。 （１０）置換パリティ・データの生成のために、前記バ
ッファ・ロケーション内のパリティ・データへのアクセ
スを直列化するステップ、を含む、前記（９）記載のキ
ューイング方法。 （１１）置換パリティ・データが前記パリティ・ドライ
ブの論理ブロック・アドレスに書込まれた後、パリティ
・キャッシュ内の書込み待機カウンタを減分するステッ
プ、を含む、前記（１０）記載のキューイング方法。 （１２）前記パリティ・ドライブがチェック・ディスク
である、前記（１１）記載のキューイング方法。 （１３）前記パリティ・ドライブがディスク・ドライブ
の冗長アレイの任意の１つに相当する、前記（１１）記
載のキューイング方法。 （１４）ホスト・データ処理システムからの付加データ
を伴う書込み命令の受信に応答して、データ・ドライブ
上における付加データの論理ブロック・アドレスと、パ
リティ・ドライブ上における冗長データの論理ブロック
・アドレスとを決定する手段と、複数のパリティ・キャ
ッシュ・エントリを有するパリティ・キャッシュ・テー
ブルと、パリティ・キャッシュ・エントリ及び前記パリ
ティ・ドライブ上の論理ブロック・アドレスに対応する
パリティ・データを記憶するバッファと、パリティ・キ
ャッシュ・エントリが発見手段により見い出される前記
パリティ・ドライブの論理ブロック・アドレスに一致す
るかどうかを判断する手段と、前記一致の肯定判定に応
答して、パリティ・キャッシュ・エントリにより提供さ
れるバッファ・ロケーションのパリティ・データと、前
記データ・ドライブの論理ブロック・アドレスから読出
されるデータと、付加データとから、置換パリティ・デ
ータを計算する手段と、置換パリティ・データを前記バ
ッファ・ロケーションに配置する手段と、置換パリティ
・データを書込むためのコマンドを、パリティ・ドライ
ブの論理ブロック・アドレスに対応する入出力制御装置
に送信する手段と、を含む、ディスク・ドライブの冗長
アレイ。 （１５）前記一致の否定判定に応答して、パリティ・デ
ータを前記バッファ・ロケーションに読出すためのコマ
ンドを前記パリティ・ドライブの論理ブロック・アドレ
スに対応する入出力制御装置に送信する手段と、前記パ
リティ・ドライブの論理ブロック・アドレスから読出さ
れるパリティ・データに対応するパリティ・キャッシュ
・エントリを生成する手段と、を含む、前記（１４）記
載のディスク・ドライブの冗長アレイ。 （１６）パリティ・キャッシュ・エントリが前記パリテ
ィ・データの論理ブロック・アドレスと、タイム・スタ
ンプと、ロック／非ロック・フラグと、待機中の書込み
の数を示す書込み待機カウンタと、ドライブ識別と、メ
モリ・バッファ内のパリティ・データの位置フィールド
とを含む、前記（１５）記載のディスク・ドライブの冗
長アレイ。 （１７）前記データ・ドライブの論理ブロック・アドレ
スの決定に応答して、データを読出し次に付加データを
書込むためのリンク・コマンドを、前記データ・ドライ
ブの論理ブロック・アドレスに対応する入出力制御装置
に送信する手段、を含む、前記（１６）記載のディスク
・ドライブの冗長アレイ。 （１８）パリティ・キャッシュ・エントリの生成手段
が、パリティ・キャッシュ・テーブルが未使用のパリテ
ィ・キャッシュ・エントリを有するかどうかを判断する
手段と、肯定判定に応答して、未使用のパリティ・キャ
ッシュ・エントリを使用する手段と、否定判定に応答し
て、待機中の書込みを有さない最低使用頻度のパリティ
・キャッシュ・エントリを探し出し、探し出されたパリ
ティ・キャッシュ・エントリを使用する手段と、を含
む、前記（１６）記載のディスク・ドライブの冗長アレ
イ。 （１９）置換パリティ・データ書込みのためのコマンド
の送信手段が、書込み待機カウンタを増分する手段を含
む、前記（１６）記載のディスク・ドライブの冗長アレ
イ。 （２０）置換パリティ・データの生成のために、前記バ
ッファ・ロケーション内のパリティ・データへのアクセ
スを直列化する手段、を含む、前記（１９）記載のディ
スク・ドライブの冗長アレイ。 （２１）置換パリティ・データが前記パリティ・ドライ
ブの論理ブロック・アドレスに書込まれた後、前記パリ
ティ・ドライブの論理ブロック・アドレスに対応するパ
リティ・キャッシュ内の書込み待機カウンタを減分する
手段、を含む、前記（２０）記載のディスク・ドライブ
の冗長アレイ。 （２２）前記パリティ・ドライブがチェック・ディスク
である、前記（２１）記載のディスク・ドライブの冗長
アレイ。 （２３）前記パリティ・ドライブがディスク・ドライブ
の冗長アレイの任意の１つに相当する、前記（２１）記
載のディスク・ドライブの冗長アレイ。 （２４）論理装置として動作する物理記憶装置のアレイ
と、物理記憶装置のアレイ上の所定の位置に記憶される
付加データを伴う更新コマンドを提供するコマンド発生
器と、ユーザ・データのストライプに対応する選択パリ
ティ・データ・ブロックのコピーを記憶するキャッシュ
と、ユーザ・データ・ブロック及びユーザ・データ・ブ
ロックのストライプに渡って生成されるパリティ・デー
タ・ブロックを物理記憶装置のアレイ間でストライプ
し、物理記憶装置位置によりキャッシュ内に記憶される
選択パリティ・データ・ブロックの１個以上のコピーを
識別するパリティ・キャッシュ・テーブルを保守するロ
ーカル・プロセッサと、ローカル・プロセッサによりそ
れぞれの入出力制御装置に送信されるコマンドをキュー
イングする、物理記憶装置の物理アレイの各々に関連す
る入出力制御装置と、を含むデータ処理システム。 （２５）パリティ・キャッシュ・エントリが物理記憶装
置の論理ブロック・アドレスと、物理記憶装置の識別
と、タイム・スタンプと、ロック／非ロック・フラグ
と、待機中の書込みの数を示す書込み待機カウンタと、
キャッシュ内のパリティ・データ・ブロックの位置・フ
ィールドとを含む、前記（２４）記載のデータ処理シス
テム。 （２６）ローカル・プロセッサが、キャッシュ内の選択
パリティ・データ・ブロックの各コピーへのアクセスを
制御するシリアライザ、を含む、前記（２５）記載のデ
ータ処理システム。 （２７）キャッシュ内にパリティ・データ・ブロックが
存在しないストライプ内の物理アドレスを更新するコマ
ンドに応答して、前記ストライプに対応するパリティ・
データ・ブロックをキャッシュに読出し、パリティ・キ
ャッシュ・テーブルに前記パリティ・データ・ブロック
のエントリを生成するパリティ・キャッシュ・テーブル
・エントリ発生器、を含む、前記（２６）記載のデータ
処理システム。 （２８）パリティ・データが単一の物理記憶装置上に配
置される、前記（２７）記載のデータ処理システム。 （２９）パリティ・データが全ての物理記憶装置上に配
置される、前記（２７）記載のデータ処理システム。
【００３８】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
集合的に１個以上の論理大容量記憶装置として機能する
大容量記憶装置のセットが提供され、ＲＡＩＤレベル４
及び５システムにおけるパリティ・ドライブ上で、コマ
ンドをキューイングするシステム及び方法が提供され
る。
集合的に１個以上の論理大容量記憶装置として機能する
大容量記憶装置のセットが提供され、ＲＡＩＤレベル４
及び５システムにおけるパリティ・ドライブ上で、コマ
ンドをキューイングするシステム及び方法が提供され
る。
【図１】ＲＡＩＤを含むデータ処理システムのハイレベ
ル・ブロック図である。
ル・ブロック図である。
【図２】ディスク・ドライブの上面図である。
【図３】ＲＡＩＤレベル４及び５システムにおけるデー
タ・ストライピングを表す図である。
タ・ストライピングを表す図である。
【図４】ＲＡＩＤ４または５システムにおいてストライ
プされるデータを変更するコマンド・シーケンスのタイ
ミング図である。
プされるデータを変更するコマンド・シーケンスのタイ
ミング図である。
【図５】本発明をサポートするために使用されるパリテ
ィ・キャッシュ・テーブルのデータ構造を表す図であ
る。
ィ・キャッシュ・テーブルのデータ構造を表す図であ
る。
【図６】本発明を実施するために、ＲＡＩＤシステムの
記憶制御装置上で実行される処理のハイレベル論理流れ
図である。
記憶制御装置上で実行される処理のハイレベル論理流れ
図である。
１１ データ処理システム １３ 中央処理ユニット（ＣＰＵ） １５ システム・メモリ １７ 大容量記憶制御装置 １９ 通信リンク ２１ ＲＡＩＤ ２３ インタフェース ２５ ローカル・プロセッサ ２７ メモリ・バッファ ２９ 排他的論理和プロセッサ ３１ パリティ・キャッシュ・テーブル ３３ パリティ・データ・ブロック ３５ ユーザ・データ・ブロック ４５ オペレーティング・システム ４７ デバイス・ドライバ・キュー ７０ アドレス範囲フィールド ７１ タイム・スタンプ ７３ ＮＷＷフィールド ７５ フィールド １２０ ディスク・ドライバ １２３ アーム １２６ スライダ １４０ 磁気表面 １４２ ディスク １４４ トラック・サーボ・フィールド １４６、１４８ セクタ
Claims (29)
- 【請求項１】耐障害論理大容量記憶装置内の物理記憶装
置にユーザ・データ及び冗長データを記憶する方法であ
って、 ホストからの付加データを伴う書込みコマンドの受信に
応答して、第１の物理記憶装置上における付加データの
論理ブロック・アドレスと、第２の物理記憶装置上にお
ける冗長データのパリティ・アドレスとを決定するステ
ップと、 前記第１の記憶装置に対して、論理ブロック・アドレス
の旧データを読出し、論理ブロック・アドレスに付加デ
ータを書込むように指令するステップと、 前記第２の記憶装置上の冗長データがメモリ・バッファ
内に存在するかどうかを判断するステップと、 冗長データが前記メモリ・バッファ内に存在しない場
合、前記第２の記憶装置から前記メモリ・バッファに冗
長データを読出すステップと、 冗長データ、付加データ及び旧データから新たな冗長デ
ータを計算するステップと、 前記第２の物理記憶装置に新たな冗長データを論理ブロ
ック・アドレスに記憶するように指令するステップと、 を含む記憶方法。 - 【請求項２】新たな冗長データを計算するステップが、
前記メモリ・バッファ内の冗長データを新たな冗長デー
タにより置換するステップを含む、請求項１記載の記憶
方法。 - 【請求項３】ディスク・ドライブの冗長アレイ内のパリ
ティ・ドライブ上にコマンドをキューイングする方法で
あって、 ホストからの付加データを伴う書込みコマンドの受信に
応答して、データ・ドライブ上における付加データの論
理ブロック・アドレスと、前記パリティ・ドライブ上に
おけるパリティ・データの論理ブロック・アドレスとを
決定するステップと、 パリティ・キャッシュ・エントリがパリティ・データの
論理ブロック・アドレスに一致するかどうかを判断する
ステップと、 前記一致の肯定判定に応答して、パリティ・キャッシュ
・エントリにより提供されるバッファ・ロケーションの
パリティ・データと、前記データ・ドライブから読出さ
れるデータと付加データとから、置換パリティ・データ
を計算するステップと、 置換パリティ・データを前記バッファ・ロケーションに
配置するステップと、 置換パリティ・データを書込むためのコマンドを、パリ
ティ・データの論理ブロック・アドレスに対応する入出
力制御装置に送信するステップと、 を含むキューイング方法。 - 【請求項４】前記一致の否定判定に応答して、パリティ
・データを前記バッファ・ロケーションに読出すための
コマンドを、前記パリティ・ドライブの論理ブロック・
アドレスに対応する入出力制御装置に送信するステップ
と、 前記パリティ・ドライブの論理ブロック・アドレスのパ
リティ・キャッシュ・エントリを生成するステップと、 を含む、請求項３記載のキューイング方法。 - 【請求項５】パリティ・キャッシュ・エントリが前記パ
リティ・ドライブの論理ブロック・アドレスと、ドライ
ブ識別と、タイム・スタンプと、ロック／非ロック・フ
ラグと、待機中の書込みの数を示す書込み待機カウンタ
と、メモリ・バッファ内のパリティ・データの位置を示
す位置フィールドとを含む、請求項４記載のキューイン
グ方法。 - 【請求項６】前記データ・ドライブの論理ブロック・ア
ドレスの決定に応答して、データを読出し次に付加デー
タを書込むためのリンク・コマンドを、論理ブロック・
アドレスをカバーする入出力制御装置に送信するステッ
プ、 を含む、請求項５記載のキューイング方法。 - 【請求項７】計算ステップがリンク・コマンドの送信ス
テップの読出しオペレーションの後に発生する、請求項
６記載のキューイング方法。 - 【請求項８】前記パリティ・キャッシュ・エントリの生
成ステップが、 パリティ・キャッシュ・テーブルが未使用のパリティ・
キャッシュ・エントリを有するかどうかを判断するステ
ップと、 肯定判定に応答して、未使用のパリティ・キャッシュ・
エントリを使用するステップと、 否定判定に応答して、待機中の書込みを有さないパリテ
ィ・キャッシュ・エントリの中から、最低使用頻度のパ
リティ・キャッシュ・エントリを探し出し、探し出され
たパリティ・キャッシュ・エントリを使用するステップ
と、 を含む、請求項５記載のキューイング方法。 - 【請求項９】置換パリティ・データ書込みのためのコマ
ンドの送信ステップが、書込み待機カウンタを増分する
ステップを含む、請求項５記載のキューイング方法。 - 【請求項１０】置換パリティ・データの生成のために、
前記バッファ・ロケーション内のパリティ・データへの
アクセスを直列化するステップ、 を含む、請求項９記載のキューイング方法。 - 【請求項１１】置換パリティ・データが前記パリティ・
ドライブの論理ブロック・アドレスに書込まれた後、パ
リティ・キャッシュ内の書込み待機カウンタを減分する
ステップ、 を含む、請求項１０記載のキューイング方法。 - 【請求項１２】前記パリティ・ドライブがチェック・デ
ィスクである、請求項１１記載のキューイング方法。 - 【請求項１３】前記パリティ・ドライブがディスク・ド
ライブの冗長アレイの任意の１つに相当する、請求項１
１記載のキューイング方法。 - 【請求項１４】ホスト・データ処理システムからの付加
データを伴う書込み命令の受信に応答して、データ・ド
ライブ上における付加データの論理ブロック・アドレス
と、パリティ・ドライブ上における冗長データの論理ブ
ロック・アドレスとを決定する手段と、 複数のパリティ・キャッシュ・エントリを有するパリテ
ィ・キャッシュ・テーブルと、パリティ・キャッシュ・
エントリ及び前記パリティ・ドライブ上の論理ブロック
・アドレスに対応するパリティ・データを記憶するバッ
ファと、 パリティ・キャッシュ・エントリが発見手段により見い
出される前記パリティ・ドライブの論理ブロック・アド
レスに一致するかどうかを判断する手段と、 前記一致の肯定判定に応答して、パリティ・キャッシュ
・エントリにより提供されるバッファ・ロケーションの
パリティ・データと、前記データ・ドライブの論理ブロ
ック・アドレスから読出されるデータと、付加データと
から、置換パリティ・データを計算する手段と、 置換パリティ・データを前記バッファ・ロケーションに
配置する手段と、 置換パリティ・データを書込むためのコマンドを、パリ
ティ・ドライブの論理ブロック・アドレスに対応する入
出力制御装置に送信する手段と、 を含む、ディスク・ドライブの冗長アレイ。 - 【請求項１５】前記一致の否定判定に応答して、パリテ
ィ・データを前記バッファ・ロケーションに読出すため
のコマンドを前記パリティ・ドライブの論理ブロック・
アドレスに対応する入出力制御装置に送信する手段と、 前記パリティ・ドライブの論理ブロック・アドレスから
読出されるパリティ・データに対応するパリティ・キャ
ッシュ・エントリを生成する手段と、 を含む、請求項１４記載のディスク・ドライブの冗長ア
レイ。 - 【請求項１６】パリティ・キャッシュ・エントリが前記
パリティ・データの論理ブロック・アドレスと、タイム
・スタンプと、ロック／非ロック・フラグと、待機中の
書込みの数を示す書込み待機カウンタと、ドライブ識別
と、メモリ・バッファ内のパリティ・データの位置フィ
ールドとを含む、請求項１５記載のディスク・ドライブ
の冗長アレイ。 - 【請求項１７】前記データ・ドライブの論理ブロック・
アドレスの決定に応答して、データを読出し次に付加デ
ータを書込むためのリンク・コマンドを、前記データ・
ドライブの論理ブロック・アドレスに対応する入出力制
御装置に送信する手段、 を含む、請求項１６記載のディスク・ドライブの冗長ア
レイ。 - 【請求項１８】パリティ・キャッシュ・エントリの生成
手段が、 パリティ・キャッシュ・テーブルが未使用のパリティ・
キャッシュ・エントリを有するかどうかを判断する手段
と、 肯定判定に応答して、未使用のパリティ・キャッシュ・
エントリを使用する手段と、 否定判定に応答して、待機中の書込みを有さない最低使
用頻度のパリティ・キャッシュ・エントリを探し出し、
探し出されたパリティ・キャッシュ・エントリを使用す
る手段と、 を含む、請求項１６記載のディスク・ドライブの冗長ア
レイ。 - 【請求項１９】置換パリティ・データ書込みのためのコ
マンドの送信手段が、書込み待機カウンタを増分する手
段を含む、請求項１６記載のディスク・ドライブの冗長
アレイ。 - 【請求項２０】置換パリティ・データの生成のために、
前記バッファ・ロケーション内のパリティ・データへの
アクセスを直列化する手段、 を含む、請求項１９記載のディスク・ドライブの冗長ア
レイ。 - 【請求項２１】置換パリティ・データが前記パリティ・
ドライブの論理ブロック・アドレスに書込まれた後、前
記パリティ・ドライブの論理ブロック・アドレスに対応
するパリティ・キャッシュ内の書込み待機カウンタを減
分する手段、 を含む、請求項２０記載のディスク・ドライブの冗長ア
レイ。 - 【請求項２２】前記パリティ・ドライブがチェック・デ
ィスクである、請求項２１記載のディスク・ドライブの
冗長アレイ。 - 【請求項２３】前記パリティ・ドライブがディスク・ド
ライブの冗長アレイの任意の１つに相当する、請求項２
１記載のディスク・ドライブの冗長アレイ。 - 【請求項２４】論理装置として動作する物理記憶装置の
アレイと、 物理記憶装置のアレイ上の所定のロケーションに記憶さ
れる付加データを伴う更新コマンドを提供するコマンド
発生器と、 ユーザ・データのストライプに対応する選択パリティ・
データ・ブロックのコピーを記憶するキャッシュと、 ユーザ・データ・ブロック及びユーザ・データ・ブロッ
クのストライプに渡って生成されるパリティ・データ・
ブロックを物理記憶装置のアレイ間でストライプし、物
理記憶装置ロケーションによりキャッシュ内に記憶され
る選択パリティ・データ・ブロックの１個以上のコピー
を識別するパリティ・キャッシュ・テーブルを保守する
ローカル・プロセッサと、 ローカル・プロセッサによりそれぞれの入出力制御装置
に送信されるコマンドをキューイングする、物理記憶装
置の物理アレイの各々に関連する入出力制御装置と、 を含むデータ処理システム。 - 【請求項２５】パリティ・キャッシュ・エントリが物理
記憶装置の論理ブロック・アドレスと、物理記憶装置の
識別と、タイム・スタンプと、ロック／非ロック・フラ
グと、待機中の書込みの数を示す書込み待機カウンタ
と、キャッシュ内のパリティ・データ・ブロックの位置
フィールドとを含む、請求項２４記載のデータ処理シス
テム。 - 【請求項２６】ローカル・プロセッサが、キャッシュ内
の選択パリティ・データ・ブロックの各コピーへのアク
セスを制御するシリアライザ、 を含む、請求項２５記載のデータ処理システム。 - 【請求項２７】キャッシュ内にパリティ・データ・ブロ
ックが存在しないストライプ内の物理アドレスを更新す
るコマンドに応答して、前記ストライプに対応するパリ
ティ・データ・ブロックをキャッシュに読出し、パリテ
ィ・キャッシュ・テーブルに前記パリティ・データ・ブ
ロックのエントリを生成するパリティ・キャッシュ・テ
ーブル・エントリ発生器、 を含む、請求項２６記載のデータ処理システム。 - 【請求項２８】パリティ・データが単一の物理記憶装置
上に配置される、請求項２７記載のデータ処理システ
ム。 - 【請求項２９】パリティ・データが全ての物理記憶装置
上に配置される、請求項２７記載のデータ処理システ
ム。
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