JPH07244564A

JPH07244564A - ディスクアレイ装置

Info

Publication number: JPH07244564A
Application number: JP6056656A
Authority: JP
Inventors: Masatoshi Saito; 政利齋藤
Original assignee: Oki Electric Industry Co Ltd
Current assignee: Oki Electric Industry Co Ltd
Priority date: 1994-03-02
Filing date: 1994-03-02
Publication date: 1995-09-19

Abstract

(57)【要約】【目的】ファイルアクセスの並列動作性向上。【構成】データ読み出しの場合、制御装置３は、ファ
イル装置５の複数のディスク領域ＨＤ０〜ＨＤ４に対し
同時並列アクセスを行う。一方、書き込みの際は、デー
タ書き込みと共に、キャッシュメモリ７に格納したパリ
ティデータを読み出し、新たなパリティデータを生成し
てキャッシュメモリ７に書き込む。これにより、そのパ
リティデータが格納されたディスク領域へのアクセスに
よる待ち時間が減少し、並列処理の高速化が図られる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、複数のディスク領域に
対するファイルアクセスの並列動作性を向上させたディ
スクアレイ装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】情報処理装置においては一般に、大量の
データがアクセス制御される。オンライントランザクシ
ョン関係やマルチユーザ環境の普及が進むにつれて、こ
のようなデータのファイルアクセスの並列化が必要不可
欠になっている。この目的のために、例えばカリフォル
ニア大学バークレー校において、ＲＡＩＤアーキテクチ
ャと呼ばれるシステムを採用したディスクアレイ装置が
開発されている。その中のレベル５と呼ばれるアーキテ
クチャを利用したディスクアレイ装置は、ファイルアク
セスの並列動作が可能で、複数のファイルアクセス要求
を同時に処理できるという利点を持つ。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】ところで、上記のよう
な従来のディスクアレイ装置には次のような解決すべき
課題があった。ディスクアレイ装置では、同時アクセス
可能な複数のディスク領域に対し任意の書き込みデータ
の格納や読み出しが行われる。このデータ格納の際に
は、既に格納されているデータとパリティデータとを読
み出して、新たに格納する書き込みデータを使用した新
たなパリティデータを生成する。従って、同一のディス
ク領域に対し何回もファイルアクセスを行うことから、
並列動作によって同一ファイルをアクセスする他の動作
も妨げ、全体にファイルアクセス時間が長くなる。即
ち、データの書き込み要求が発生した場合には、ファイ
ルアクセスの並列動作性が低下するという問題があっ
た。

【０００４】

【課題を解決するための手段】本発明は以上の点を解決
するため次の構成を採用する。このディスクアレイ装置
は、ファイル装置と、ファイル装置をアクセスする制御
装置を備える。ファイル装置は、それぞれ同時アクセス
が可能なように複数のディスク領域に区分される。各デ
ィスク領域には、それぞれ書き込みデータを格納するた
めのデータブロックと、複数のデータブロックに格納さ
れた書き込みデータに基づいて生成されたパリティデー
タを格納するためのパリティブロックとが設けらる。ま
た、制御装置には、ファイル装置からパリティデータの
みを抽出して格納するキャッシュメモリを設ける。

【０００５】

【作用】データ読み出しの場合、制御装置は、ファイル
装置の複数のディスク領域に対し同時並列アクセスを行
う。一方、書き込みの際は、データ書き込みと共に、キ
ャッシュメモリに格納したパリティデータを読み出し、
新たなパリティデータを生成してキャッシュメモリに書
き込む。これにより、そのパリティデータが格納された
ディスク領域へのアクセスによる待ち時間が減少し、並
列処理の高速化が図られる。

【０００６】

【実施例】以下、本発明を図の実施例を用いて詳細に説
明する。図１は、本発明のディスクアレイ装置実施例を
示すブロック図である。この装置は、ホストコンピュー
タ１とシステムバス２を介して接続された制御装置３
が、ファイル装置５をアクセス制御する構成となってい
る。ファイル装置５は並列制御のために複数のディスク
領域に区分されている。各ディスク領域は、この例では
それぞれハードディスクＨＤ０〜ＨＤ４により構成され
ている。なお、これらのハードディスクＨＤ０〜ＨＤ４
は、制御装置３に対しインタフェースバス４−０〜４−
４により接続されている。

【０００７】制御装置３には、ファイル装置５に読み書
きされるデータを一時的に格納するバッファメモリ６
と、ファイル装置５の所定の領域から読み出され転記さ
れたパリティデータを格納するキャッシュメモリ７が設
けられている。なお、この制御装置３は、実際にはファ
イル装置５をアクセス制御するためのプロセッサやプロ
グラムメモリ、その他のハードウェアを備えているが、
その部分は従来周知の構成のため、この図では図示を省
略している。

【０００８】図２に、ディスクアレイ装置のデータ書き
込み形式説明図を示す。図１に示すようなディスクアレ
イ装置は、具体的に、この図２に示すような形式でデー
タが書き込まれアクセス制御される。まず、複数のディ
スク領域を構成するハードディスクＨＤ０〜ＨＤ４は、
それぞれセクタ０，セクタ１，セクタ２，…というよう
に切り分けられたデータブロックを持つ。

【０００９】例えばハードディスクＨＤ０は、セクタ０
にデータブロックｄ０を設け、セクタ１にデータブロッ
クｄ４、セクタ２にデータブロックｄ８、セクタ３にデ
ータブロックｄ１２を設けている。そして、セクタ４に
はパリティブロックｄｐ４を設ける。セクタ５以降は、
再びデータブロックが４ブロック設けられる。一方、ハ
ードディスクＨＤ１には、この図に示すようなセクタ０
からセクタ２まで３個のデータブロックｄ１〜ｄ９を設
け、セクタ３にパリティブロックｄｐ３を設けている。
ＲＡＩＤアーキテクチャにおいては、この図に示すよう
に、パリティブロックを各ディスク領域の互いに異なる
セクタに順番に設けるようにしている。

【００１０】図１に示す制御装置３は、このような構成
のファイル装置５をアクセスし、データの読み書きを行
う。従って、ホストコンピュータから見ると、図２の上
部に示したように、ファイル装置全体が、そのセクタ０
からセクタ１，セクタ２というように順番にデータを配
列した記憶装置と捉えられる。なお、この例では、１回
のアクセスでまとめて読み書きされる１ブロックのサイ
ズを１セクタサイズというように表現している。

【００１１】図３は、上記の装置のデータ読み出し動作
シーケンスチャートを示す。上記の装置は、先に説明し
たように複数のディスク領域に対し同時アクセスを可能
とする。データ読み出しの場合は、この図に示すような
シーケンスで実際の処理が実行される。まずステップＳ
１において、ホストコンピュータ１が制御装置３に対し
データブロックｄ０，ｄ１の読み出し要求を行う。制御
装置３はこれに応答し、ステップＳ２において、ハード
ディスクＨＤ０のセクタ０とハードディスクＨＤ１のセ
クタ０の読み出し指示を行う。この指示がファイル装置
５に送り込まれる。

【００１２】ファイル装置５では、ステップＳ３におい
て、ハードディスクＨＤ０のセクタ０へのシークと読み
出しを行う。更に、ステップＳ４において、ハードディ
スクＨＤ１のセクタ０へのシークと読み出しを行う。次
に、ステップＳ５において、データブロックｄ０のデー
タを制御装置３に送信し、更にステップＳ６において、
データブロックｄ１のデータを制御装置３に送信する。
ステップＳ７においては、制御装置３は、ハードディス
クＨＤ０，ＨＤ１からのデータを一旦バッファメモリ６
に格納した後、ホストコンピュータ１に向けて送信す
る。その結果、ホストコンピュータ１はステップＳ８に
おいて、データブロックｄ０，ｄ１のデータを受信し読
み出し処理が完了する。

【００１３】以上のようなブロック読み出し要求（ステ
ップＳ１）からデータ受信（ステップＳ８）までの処理
時間Ｔ秒は、通常、数１０ミリ秒程度となる。なお、こ
の例では、２種の読み出し要求を同時処理するようにし
ているが、図１に示すような５個のディスク領域を設け
たものでは５種の読み出し要求を同時処理できる。

【００１４】図４は、パリティデータ生成方法説明図で
ある。データ書き込み動作を行う場合には、次のように
データ書換えの都度、パリティデータの書換えが実行さ
れる。まず、例えば図２に示すハードディスクＨＤ２の
データブロックｄ６が書き換えられるものとする。この
データブロックｄ６のパリティデータは、ハードディス
クＨＤ３に設けられたパリティブロックｄｐ１に格納さ
れている。即ち、その更新前のパリティデータは図４の
（１）式に示すように、データブロックｄ４，ｄ５，ｄ
６，ｄ７のデータについて、それぞれ排他的論理和を演
算することにより生成される。

【００１５】ここで、更新後のパリティブロックをｄｐ
１＊とし、更新後のデータブロックをｄ６＊とすると、
更新後は、図４の（２）式に示すようにパリティデータ
が書き換えられることになる。この場合、（１）式と
（２）式を比較することによって、実際の更新前のパリ
ティブロックｄｐ１の内容と、データブロックｄ６の内
容と、新たなデータブロックｄ６＊の内容を、それぞれ
排他的論理和により演算処理すれば、新たなパリティブ
ロックｄｐ１＊が得られることがわかる。

【００１６】実際の更新動作の際には、予め図２に示す
ハードディスクＨＤ３のパリティブロックｄｐ１と、ハ
ードディスクＨＤ２のデータブロックｄ６を読み出し、
新たに書き込むデータブロックｄ６＊の内容と合わせ
て、図４（３）式に示すような演算処理をした後、パリ
ティブロックｄｐ１＊を得て、ハードディスクＨＤ３に
書き込むという動作が行われる。

【００１７】図５と図６に、このようなデータ書き込み
動作を、図１に示すキャッシュメモリ７を使用すること
なく行った場合の比較例シーケンスチャートを示す。ま
ずステップＳ１において、データブロックｄ６＊の書き
込み要求が行われる。また、同時にステップＳ２におい
て、データブロックｄ１８の読み出し要求が行われる。
ホストコンピュータ１からの要求が制御装置３に送信さ
れると、制御装置３ではステップＳ３において、ハード
ディスクＨＤ２のセクタ１についての読み出し指示を行
い、更にハードディスクＨＤ３のセクタ１の読み出し指
示を行う。この指示はファイル装置５に送信され、ステ
ップＳ４において、まずハードディスクＨＤ２のセクタ
１へのシークと読み出しが行われる。同時に、ステップ
Ｓ５において、ハードディスクＨＤ３のセクタ１へのシ
ークと読み出しが行われる。

【００１８】その結果、ステップＳ６において、ファイ
ル装置５はパリティブロックｄｐ１を読み出し、これを
制御装置３に送信する。また、同時にステップＳ７にお
いて、データブロックｄ６を読み出し、これを制御装置
３に送信する。制御装置３では、ステップＳ８におい
て、新たなパリティブロックｄｐ１＊を、先に説明した
要領で生成する。また、ステップＳ９において、ハード
ディスクＨＤ２のセクタ１に対し新たなデータブロック
ｄ６＊の書き込みを行う。ステップＳ１０では、これと
同時に、パリティブロックｄｐ１＊の書き込みのため、
ハードディスクＨＤ３のセクタ１に対する書き込み指示
を行う。

【００１９】ファイル装置５はこのような書き込み指示
を受け、ステップＳ１１において、まずハードディスク
ＨＤ２のセクタ１へのシークと書き込みを実行し、これ
によって、データブロックｄ６＊の書き込みが完了す
る。また、ステップＳ１２において、ハードディスクＨ
Ｄ３のセクタ１へのシークと書き込みを行い、パリティ
ブロックｄｐ１＊の書き込みを完了する。ステップＳ１
３においては、ファイル装置５は、ハードディスクＨＤ
３の書き込みとハードディスクＨＤ２の書き込みの終了
通知を同時に送信する。制御装置３では、ステップＳ１
４において、書き込み終了通知を受け、これをホストコ
ンピュータ１に送信する。なお、同時に、制御装置３
は、ハードディスクＨＤ３のセクタ４についての読み出
し指示をファイル装置５に対して送信する。

【００２０】ホストコンピュータ１では、書き込み終了
の通知を受けると、ステップＳ１５において、データブ
ロックｄ６＊の書き込み終了処理を行う。ファイル装置
５は、ステップＳ１６において、ハードディスクＨＤ３
のセクタ４に対しシークと読み出しを行い、ステップＳ
１７において、データブロックｄ１８を読み出し、これ
を制御装置３に送信する。制御装置３では、ステップＳ
１８において、ハードディスクＨＤ３からのデータブロ
ックｄ１８を受信し、これをバッファメモリに格納する
と共に、ホストコンピュータ１に対し所定のタイミング
で送信する。ホストコンピュータ１は、ステップＳ１９
でデータブロックｄ１８を受信し、データブロックｄ１
８の読み出し動作が終了する。

【００２１】このような処理は、図３の読み出し処理と
比較した場合、待ち時間も含めて、書き込みが２倍、読
み出しに３倍の処理時間を必要としている。これは、デ
ータブロックｄ６＊の書き込み要求を処理するために、
ハードディスクＨＤ３が何度も連続アクセスされ、同一
のハードディスクＨＤ３に設けられた別のデータブロッ
クｄ１８のアクセスが待たされるからである。

【００２２】そこで、本発明では、図１に示すキャッシ
ュメモリ７に対し予めファイル装置５からパリティブロ
ックｄｐ０〜ｄｐ４のみを抽出して格納する。キャッシ
ュメモリ７は、通常、ハードディスクのようなアクセス
速度の遅い記憶装置からコピーされたデータを、高速ア
クセス処理するために使用される。ところが、このよう
な通常のキャッシュメモリ処理は、いわゆるコピーとキ
ャッシュバックのための制御に複雑な処理を必要とす
る。更に、比較的大きなメモリ領域を確保しなければ有
効な効果が得られない。

【００２３】ところが、本発明においては、比較的デー
タ量の少ないパリティブロックのみをキャッシュメモリ
７に格納しておく。これなら、キャッシュメモリ７を十
分小さくしても十分な領域を確保でき、パリティデータ
の読み出しと更新を高速で行うことができる。また、コ
ピーとキャッシュバック等の制御も容易である。

【００２４】なお、このようなキャッシュメモリは、上
記ファイル装置が実施例のように複数のハードディスク
装置から構成される場合、少なくともこのハードディス
ク装置より高速アクセスが可能な半導体メモリ素子等か
ら構成されることが好ましい。もちろん、これらのハー
ドディスク装置と別個にアクセスできる領域にキャッシ
ュメモリを確保することができれば、そのキャッシュメ
モリがハードディスク装置と同程度の速度でアクセスで
きるようなメモリ素子であっても、本発明の実施が可能
である。

【００２５】図７と図８は、本発明の装置によるデータ
書き込み動作シーケンスチャートを示す。まず、ステッ
プＳ１において、ホストコンピュータ１はデータブロッ
クｄ６＊の書き込み要求を行う。同時にステップＳ２に
おいて、データブロックｄ１８の読み出し要求を行う。
制御装置３は、このような要求をホストコンピュータ１
から受けると、ステップＳ３において、ハードディスク
ＨＤ２のセクタ１について読み出し指示を行う。また、
キャッシュメモリ７にパリティブロックｄｐ１が存在す
る場合、そのパリティブロックｄｐ１の読み出しを行
う。一方、ステップＳ４において、データブロックｄ１
８の読み出し要求に従い、ハードディスクＨＤ３のセク
タ４についての読み出し指示を行う。

【００２６】ファイル装置５は、制御装置３から読み出
し指示を受けると、ステップＳ５において、ハードディ
スクＨＤ２のセクタ１へのシークと読み出しを実行す
る。また、同時にステップＳ６でハードディスクＨＤ３
のセクタ４へのシークと読み出しを実行する。ここで、
上記ステップＳ３におけるキャッシュメモリからのパリ
ティブロックｄｐ１の読み出しは非常に高速に行われ
る。例えば、通常、半導体メモリではこの動作を数ミリ
秒の単位で実行できる。従って、ハードディスクＨＤ２
に対しての読み出し動作が完了するよりも十分前にキャ
ッシュメモリ７に対する読み出し動作が完了する。

【００２７】ステップＳ７において、ファイル装置５は
ステップＳ６で読み出したデータブロックｄ１８を制御
装置３に送信する。制御装置３は、ステップＳ８におい
て、ハードディスクＨＤ３から受信したデータブロック
ｄ１８を、一旦バッファメモリに格納し、これをホスト
コンピュータ１に送信する。ホストコンピュータ１はデ
ータブロックｄ１８を受信し、データブロックｄ１８の
読み出し動作を終了する。

【００２８】一方、ステップＳ５において、データブロ
ックｄ６が読み出されると、ステップＳ１０において、
そのデータブロックｄ６を制御装置３に向けて送信す
る。このデータブロックｄ６中の旧書き込みデータと、
新たに書き込むべき新書き込みデータと、ステップＳ３
においてキャッシュメモリから読み出されたパリティブ
ロックｄｐ１とを使用して、ステップＳ１１で、パリテ
ィブロックｄｐ１＊が生成される。次に、ステップＳ１
２においてはハードディスクＨＤ２のセクタ１に対しデ
ータブロックｄ６＊についての書き込み指示を行う。同
時にステップＳ１３において、キャッシュメモリ７へ、
ステップＳ１１で生成したパリティブロックｄｐ１＊の
書き込みを実行する。

【００２９】制御装置３からデータブロックｄ６＊の書
き込み要求があると、ファイル装置５は、ステップＳ１
４において、ハードディスクＨＤ２のセクタ１へのシー
クと書き込みを実行する。そして、ステップＳ１５にお
いて、ハードディスクＨＤ２の書き込み終了通知を送信
する。制御装置３はこの通知を受けると、書き込み終了
通知をステップＳ１６においてホストコンピュータ１に
向け送信する。ホストコンピュータ１はこの書き込み終
了通知を受けると、書き込み要求の終了処理を実行す
る。これで、ホストコンピュータ１によるデータブロッ
クｄ６＊の書き込み要求と、データブロックｄ１８の読
み出し要求が全て完了する。

【００３０】その後、空き時間を利用して、制御装置３
はステップＳ１８において、ハードディスクＨＤ３のセ
クタ１についての書き込み指示を送信する。これによっ
て、キャッシュメモリ７からパリティブロックｄｐ１＊
をファイル装置５へ転送し、いわゆるキャッシュバック
が実行される。ステップＳ１９においては、ファイル装
置５によりハードディスクＨＤ３のセクタ１へのシーク
と書き込みが実行される。こうしてパリティブロックｄ
ｐ１＊がハードディスクへ書き込まれると、ステップＳ
２０において、ハードディスクＨＤ３の書き込み終了通
知が制御装置３に向けて送信される。なお、このような
キャッシュバックの処理は、従来のキャッシュメモリ制
御でよく採用されているものである。この処理は、例え
ば一定周期で行われたり、適当な空き時間を利用するラ
ンダム周期で行われる。

【００３１】上記のような動作を行った場合、例えばデ
ータブロックｄ１８の読み出し要求は、Ｔ秒でデータブ
ロックｄ６の書き込み要求は２Ｔ秒で実行される。従っ
て、最大でも、単位時間Ｔの２倍の時間でデータ書き込
みが終了することになる。これを図５に示した比較例と
比較すれば、処理時間が３分の２に短縮され、並列アク
セスによる効果が十分に期待できることがわかる。な
お、上記の例では、キャッシュメモリのアクセス速度が
ハードディスクのアクセス速度と同等かそれより高速で
あれば、十分に上記の効果が実現できる。

【００３２】図９と図１０に、データ書き込み動作シー
ケンスチャートの別の例を示す。この例では、キャッシ
ュメモリ内に予めパリティブロックが存在しない動作を
説明する。まず、ステップＳ１において、ホストコンピ
ュータ１がデータブロックｄ６＊の書き込み要求を行
う。また、ステップＳ２において、同時にデータブロッ
クｄ１８の読み出し要求を行う。この要求は制御装置３
に送信され、制御装置３ではステップＳ３において、デ
ータブロックｄ６＊の内容をバッファメモリに記憶する
一方、ハードディスクＨＤ２のセクタ１とハードディス
クＨＤ３のセクタ１について読み出し指示を送信する。

【００３３】ファイル装置５はこの指示を受けると、ス
テップＳ４において、ハードディスクＨＤ２のセクタ１
へのシークと読み出しを実行し、同時にステップＳ５に
おいて、ハードディスクＨＤ３のセクタ１へのシークと
読み出しを実行する。これによって、ステップＳ５で、
まずパリティブロックｄｐ１が読み出され、制御装置３
に送信される。また、ステップＳ７において、データブ
ロックｄ６が読み出され、制御装置３に送信される。こ
うして制御装置３に更新前のパリティブロックｄｐ１と
データブロックｄ６とが受け入れられると、ステップＳ
８において、予めバッファメモリに保存しておいた新た
なデータブロックｄ６＊を利用して新たなパリティブロ
ックｄｐ１＊を生成する。その演算処理は、既に図４を
用いて説明した通りのものである。

【００３４】次に、ステップＳ９において、ハードディ
スクＨＤ２のセクタ１に対する書き込み指示が実行され
る。これがデータブロックｄ６＊のハードディスクへの
書き込み要求である。ファイル装置５はこの要求を受け
ると、ステップＳ１１において、ハードディスクＨＤ２
のセクタ１へのシークと書き込みを実行する。一方、制
御装置３では、ステップＳ１０において、ステップＳ８
で生成されたパリティブロックｄｐ１＊のキャッシュメ
モリ７への書き込みを実行する。

【００３５】次に、ステップＳ１２において、ハードデ
ィスクＨＤ３のセクタ４についての読み出し指示が送信
される。これは、ステップＳ２におけるデータブロック
ｄ１８の読み出し要求に応えるためのものである。ファ
イル装置５は、ステップＳ１３において、ハードディス
クＨＤ３のセクタ４へのシークと読み出しを実行する。
そして、ステップＳ１４において、そのデータブロック
ｄ１８を制御装置３に送信する。制御装置３はステップ
Ｓ１５において、ハードディスクＨＤ３からのデータブ
ロックｄ１８をバッファメモリに格納し、所定のタイミ
ングでホストコンピュータ１に送信する。

【００３６】一方、ファイル装置５は、ステップＳ１６
において、ハードディスクＨＤ２の書き込みを終了し、
その終了通知を制御装置３に向け送信する。制御装置３
はこの書き込み終了通知をホストコンピュータ１に向け
て送信する。これは、ステップＳ１５において、データ
ブロックｄ１８の送信と同時に実行される。ホストコン
ピュータ１は、ステップＳ１７において読み出されたデ
ータブロックｄ１８を受信し、ステップＳ１８におい
て、同時にデータブロックｄ６＊の書き込みに対する要
求終了処理を実行する。

【００３７】その後、空き時間を利用して、先に説明し
た通りのキャッシュバックが実行される。即ち、ステッ
プＳ１９において、ハードディスクＨＤ３のセクタ１へ
の書き込み指示が制御装置３により送信され、ファイル
装置５はキャッシュメモリ７からパリティブロックｄｐ
１＊を受け入れて、ハードディスクＨＤ３のセクタ１へ
のシークと書き込みを実行する。そして、ステップＳ２
１において、ハードディスクＨＤ３の書き込みを終了
し、その通知を制御装置３に向けて送信する。

【００３８】この実施例においては、データブロックｄ
６＊の書き込み要求もデータブロックｄ１８の読み出し
要求も、共に２Ｔ秒の処理時間で完了する。従って、図
７と図８に示した実施例と同様に、データの書き込みと
読み出しの並列処理が最大２Ｔ秒で実行される。もちろ
ん、ステップＳ１９以降のキャッシュバック処理は、空
き時間を利用するため、実際の読み出しや書き込み処理
を増大させない。上記の動作の結果、図７から図１０ま
でのいずれの実施例においても、書き込み要求と同時に
発生した読み出し要求の待機時間は、図５に示した比較
例に比べ２分の１程度に短縮され、高速での並列アクセ
ス処理が可能となる。

【００３９】本発明は以上の実施例に限定されない。上
記実施例では、ファイル装置をＲＡＩＤアーキテクチャ
を使用したものに適用した例を示したが、ファイル装置
を同時アクセス可能な複数のディスク領域に区分し、こ
れらのディスク領域にデータブロックとパリティブロッ
クとが設けられているようなものであれば、その構成自
体は自由である。また、ディスク装置はハードディスク
を例にとって説明したが、実際のプロセッサの演算処理
時間に比べてアクセス速度が長い各種の記憶装置に対し
広く、本発明を採用することができる。従って、ファイ
ル装置は半導体メモリや光ディスク等各種の装置により
構成されて差し支えない。また、キャッシュメモリに
は、パリティブロックの一部又は全部が抽出され転記さ
れればよく、その容量は自由に選定できる。

【００４０】

【発明の効果】以上説明した本発明のディスクアレイ装
置は、同時アクセス可能な複数のディスク領域に区分さ
れたファイル装置を並列アクセスする場合に、予め使用
頻度の高いパリティブロックのデータを一時保存してお
くキャッシュメモリを設けることによって、パリティブ
ロックの更新と新たな書き込みデータの格納処理に要す
る時間を、キャッシュメモリを使用しない場合に比べて
半分程度に減少させ、データ書き込み要求と読み出し要
求が同時発生したような場合の並列処理を高速化する効
果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のディスクアレイ装置実施例を示すブロ
ック図である。

【図２】ディスクアレイ装置のデータ書き込み形式説明
図である。

【図３】データ読み出し動作シーケンスチャートであ
る。

【図４】パリティデータ生成方法説明図である。

【図５】データ書き込み動作比較例シーケンスチャート
（その１）である。

【図６】データ書き込み動作比較例シーケンスチャート
（その２）である。

【図７】データ書き込み動作シーケンスチャート（その
１）である。

【図８】データ書き込み動作シーケンスチャート（その
２）である。

【図９】データ書き込み動作シーケンスチャート（その
３）である。

【図１０】データ書き込み動作シーケンスチャート（そ
の４）である。

【符号の説明】

１ホストコンピュータ３制御装置５ファイル装置ＨＤ０〜ＨＤ４ハードディスク（ディスク領域）ｄ０〜ｄ１９データブロックｄｐ０〜ｄｐ４パリティブロック

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ファイル装置と、このファイル装置をアクセス制御する制御装置とを備
え、前記ファイル装置は、それぞれ同時アクセス可能な複数のディスク領域に区分
され、各ディスク領域には、それぞれ書き込みデータを格納す
るためのデータブロックと、複数のデータブロックに格
納された書き込みデータに基づいて生成されたパリティ
データを格納するためのパリティブロックとが設けら
れ、前記制御装置には、前記ファイル装置から前記パリティ
データのみを抽出して格納するキャッシュメモリを設け
たことを特徴とするディスクアレイ装置。
【請求項２】ファイル装置に既に格納された書き込み
データを更新するとき、制御装置は、新書き込みデータとファイル装置から読み出した旧書き
込みデータとを使用して、キャッシュメモリ内のパリテ
ィデータを更新し、ファイル装置への新書き込みデータ格納後の空き時間
に、更新されたパリティデータを前記キャッシュメモリ
から前記ファイル装置の該当するパリティブロックに転
送するよう制御することを特徴とするディスクアレイ装
置。
【請求項３】ファイル装置のディスク領域は、それぞ
れ別個に並列アクセスされるハードディスク装置から構
成され、キャッシュメモリは、少なくとも前記ハードデ
ィスク装置より高速アクセスが可能なメモリ素子から構
成されることを特徴とする請求項１又は２記載のディス
クアレイ装置。