JPH086843A

JPH086843A - 半導体記憶装置

Info

Publication number: JPH086843A
Application number: JP6142033A
Authority: JP
Inventors: Yumiko Nagasawa; 由美子長澤; Shigeyuki Maeda; 繁幸前田
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1994-06-23
Filing date: 1994-06-23
Publication date: 1996-01-12
Also published as: US5991859A

Abstract

(57)【要約】【目的】本発明は半導体記憶装置に関し、半導体記憶
装置の運用を停止させることなく、論理ボリュームの構
成を変更できることを目的とする。【構成】複数の論理ボリュームに分割された半導体メ
モリ１４，１５を有し、接続されている上位装置が、前
記論理ボリュームに対してアクセス手段１１を介して読
み書きのアクセスを行う半導体記憶装置において、デー
タ移動手段１３は、論理ボリュームの構成変更に際し
て、データの移動処理用のメモリブロックテーブル１７
と、データ移動用バッファを１８，１９を用いて、構成
変更対象の論理ボリューム中のメモリブロック単位で、
必要なデータの移動を行う。アクセス制御手段１２は、
上位装置の目的アドレスへのアクセス用に、アクセス指
示テーブルを管理し、上位装置からのアクセスを正常に
行わせる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は半導体記憶装置に係り、
特に、ホストコンピュータ等に接続されて、半導体メモ
リを複数の論理ボリュームに分割して運用される半導体
記憶装置に関する。

【０００２】半導体記憶装置では、運用を停止せずに、
論理ボリュームの構成を変更できることが必要とされて
いる。

【０００３】

【従来の技術】半導体メモリを複数の論理ボリュームに
分割して運用される、従来の半導体記憶装置では、論理
ボリュームの構成を変更する場合、一度、半導体記憶装
置の運用を停止し、半導体メモリ内のデータを磁気テー
プ装置等に退避した後、論理ボリュームの構成を変更
し、この後、磁気テープ装置等の退避したデータを半導
体メモリ内に復元するという作業を必要とする。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】従来の半導体記憶装置
では、半導体メモリを増設して既存論理ボリュームの拡
張を行う場合、論理ボリュームの構成の全面的な変更作
業が必要となり、その度に、半導体記憶装置の運用の停
止、データの退避等の作業が必要となるという問題があ
る。また、データの退避作業時には、ホストコンピュー
タを使用するため、ホストコンピュータも停止する必要
があるという問題がある。

【０００５】この問題を解決するために、増設した半導
体メモリに拡張分の論理ボリュームを割り当てて、既存
の論理ボリュームとリンクして使用する方法が考えられ
ている。しかし、この方法でも、論理ボリュームのリン
クが作成できる数に限界があるため、リンクの数が限界
に達する前に論理ボリュームの構成を全面的に変更しな
おすことが必要となり、その度に半導体記憶装置の運用
の停止、データの退避等の作業が必要となるという問題
がある。

【０００６】本発明は、上記の点に鑑みてなされたもの
で、半導体記憶装置の運用を停止させることなく、論理
ボリュームの構成を変更することができる半導体記憶装
置を提供することを目的とする。

【０００７】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理構成
図を示す。請求項１の発明は、複数の論理ボリュームに
分割された半導体メモリ１４，１５を有し、接続されて
いる上位装置が、前記論理ボリュームに対してアクセス
手段１１を介して読み書きのアクセスを行う半導体記憶
装置において、論理ボリュームの構成変更に際して、予
備メモリ内に設けたデータ移動用バッファを１８，１９
を用いて、構成変更の対象である論理ボリューム中のメ
モリブロック単位で、必要なデータの移動を行うデータ
移動手段１３と、前記データの移動中に、上位装置から
のアクセスを正常に行わせるアクセス制御手段１２とを
有する構成とする。

【０００８】請求項２の発明では、前記半導体メモリ１
４，１５は、複数のグループに分割されており、前記ア
クセス１１手段は、前記複数のグループ夫々に対して同
一タイミングで同一のデータを書き込む機能を有する構
成とする。

【０００９】請求項３の発明では、前記データ移動手段
１３は、前記データの移動開始時に、前記各メモリブロ
ックの先頭アドレス，容量，有効データの有無，及び移
動先の先頭アドレスを情報として持つ、メモリブロック
テーブル１７を作業用メモリ内に作成し、前記データの
移動処理中に、前記メモリブロックテーブル１７を参照
／更新する構成とする。

【００１０】請求項４の発明では、前記アクセス制御手
段１２は、前記上位装置の目的アドレスへのアクセス用
に、論理ボリュームが有効かどうかの情報、論理ボリュ
ームの総容量、論理ボリューム内に複数のブロックがリ
ンクされて存在する場合の、各ブロックごとの先頭アド
レス及び容量を情報として持つアクセス指示テーブル１
６を、前記データ移動手段１３からの情報を基に作成／
更新する構成とする。

【００１１】

【作用】請求項１の発明では、データ移動手段により、
上位装置からのアクセスを停止させることなく、論理ボ
リュームの構成変更に伴う半導体メモリ内のデータの移
動を行い、アクセス制御手段により、前記データの移動
中に、上位装置からのアクセスを正常に行わせる。この
ため、上位装置からのアクセスを停止させることなく、
論理ボリュームの構成を変更することを可能とする。

【００１２】請求項２の発明では、前記データの移動中
にも、上位装置は、データの移動元とデータの移動先に
同時にデータを書き込むことができ、データ移動に要す
る時間を短縮することを可能とする。

【００１３】請求項３の発明では、メモリブロックテー
ブルを用いて、データの移動を容易に実行することを可
能とする。

【００１４】請求項４の発明では、アクセス指示テーブ
ルを用いて、上位装置の正常なアクセスを容易に行わせ
ることを可能とする。

【００１５】

【実施例】図２は本発明の一実施例の半導体ディスク装
置（半導体記憶装置）２１の構成図を示す。半導体ディ
スク装置２１は、記憶媒体に半導体メモリ４０を使用
し、ホストコンピュータ６１が半導体ディスク装置２１
に対して発行する命令を半導体メモリ４０に対して実行
することにより、ホストコンピュータ６１に対しては、
レスポンスタイムの非常に短い磁気ディスク装置を装う
装置である。

【００１６】半導体ディスク装置２１は、２系統の制御
部２３，２４、メモリバンク０とメモリバンク１からな
る半導体メモリ４０、メモリ制御部（ＭＡ）５１₁，５
１₂，５２₁，５２₂等から構成されている。

【００１７】制御部２３のチャネルインタフェース制御
部（ＣＡ）３１、排他制御部（ＲＭ）３２、メンテナン
ス制御部（ＳＡ）３３は、データバス５５₁、コントロ
ールバス５６₁で互いに接続されている。同様に、制御
部２４のＣＡ３１、ＲＭ３２、ＳＡ３３は、データバス
５５₂、コントロールバス５６₂で互いに接続されてい
る。制御部２３，２４のＲＭ３２は、共通の排他制御用
メモリ（ＴＳ）３５に接続されている。また、ＳＡ３３
は、マイクロコード格納用のハードディスクドライブ
（ＨＤ）３６に接続されている。

【００１８】バンク０部３７は、メモリバンク０と、メ
モリバンク０の全アドレスに接続された二つのＭＡ５１
₁，５１₂から構成され、バンク１部３８は、メモリバ
ンク１と、メモリバンク１の全アドレスに接続された二
つのＭＡ５２₁，５２₂から構成される。

【００１９】制御部２３に接続されているデータバス５
５₁は、メモリバンク０を制御するＭＡ５１₁とメモリ
バンク１を制御するＭＡ５２₁に接続されており、制御
部２４に接続されているデータバス５５₂は、メモリバ
ンク０を制御するＭＡ５１₂とメモリバンク１を制御す
るＭＡ５２₂に接続されている。

【００２０】制御部２３，２４のＣＡ３１は、夫々がホ
ストコンピュータ６１のチャネルに接続されており、チ
ャネルインタフェースの機能を持つ。ＣＡ３１は、ホス
トコンピュータ６１の発行した半導体ディスク装置２１
へのリード／ライト命令を受け、それを半導体メモリ
（以下、単にメモリと記す）４０へのアクセスに翻訳し
て実行し、その返答をホストコンピュータ６１に返す役
割をする。

【００２１】ＲＭ３２は、複数のＣＡ３１，ＳＡ３３
（後述）が他のＣＡ３１，ＳＡ３３を意識せずにメモリ
４０を読み書きしても不具合のないように、メモリ４０
をシリンダ単位に排他制御し、ＣＡ３１，ＳＡ３３が発
する内部コマンドのシリアライズ等の処理を行う。

【００２２】ＴＳ３５は、ＲＭ３２が排他制御のために
使用するメモリである。半導体ディスク装置２１は、同
一機能を持った制御部２３，２４が二重に設けられてお
り、両制御部２３，２４のＣＡ３１，ＳＡ３３から、共
有しているメモリ４０にアクセスする。このため、ＴＳ
３５は、両制御部２３，２４のＲＭ３２からアクセスで
きるようになっている。ＲＭ３２は、ＴＳ３５にリード
／ライトすることができ、ＣＡ３１とＳＡ３３は、ＴＳ
３５に対してリードすることだけができる。

【００２３】ＳＡ３３は、電源投入時のＣＡ３１，ＲＭ
３２の立ち上げ処理、電源切断時のＣＡ３１，ＲＭ３２
への報知処理、論理ドライブのアロケーション等の、メ
ンテナンスに関わる処理を行う。また、ＳＡ３３は、保
守用入出力機器としての保守端末６２のインタフェース
をサポートする。

【００２４】各ＭＡ５１₁，５１₂，は、接続されてい
るデータバス５５₁，５５₂を通じて供給されたリード
／ライトコマンドを、メモリバンク０の全アドレスに対
して実行する。同様に、各ＭＡ５２₁，５２₂，は、接
続されているデータバス５５ ₁，５５₂を通じて供給さ
れたリード／ライトコマンドを、メモリバンク１の全ア
ドレスに対して実行する。

【００２５】なお、メモリバンク０は、複数のメモリユ
ニット４３と予備メモリユニット４４から構成されてい
る。各メモリユニット４３，４４は、例えばプリント板
で構成される。同様に、メモリバンク１は、複数のメモ
リユニット４５と予備メモリユニット４６から構成され
ている。

【００２６】予備メモリユニット４４には、バッファＢ
Ｆ１，バッファＢＦ２が設けられ、予備メモリユニット
４６には、バッファＢＦ３，バッファＢＦ４が設けられ
ている。

【００２７】次に、ＣＡ３１、ＲＭ３２、ＳＡ３３のモ
ジュール構成について説明する。図３は、ＣＡ３１、Ｒ
Ｍ３２、ＳＡ３３のモジュール構成図を示す。本実施例
の半導体ディスク装置２１では、ＣＡ３１、ＲＭ３２、
ＳＡ３３は、図３で示されるように、基本構成が同一の
モジュールとして構成されている。

【００２８】モジュール７０は、モジュール全体を制御
するＭＰＵ（マイクロプロセッサ）７１、モジュールを
制御するためのファームウェアが記憶されているＲＯＭ
で構成されたＣＳ（コントロールストレージ）７３，各
種作業等に使用されるＲＡＭで構成されたＣＳ７３がバ
スを介して接続されている。また、モジュールの種類に
合わせて構成された個別機能ＬＳＩ７４、ＢＩＬ（バス
インタフェースロジック）７６、バッファ７５、インタ
フェース用のＤＲ／ＲＶ（ドライバ／レシーバ）７８〜
８０、ＯＳＣ（オシレータ）７７を備えている。

【００２９】ＤＲ／ＲＶ７９は、半導体ディスク装置２
１内のコントロールバスとデータバスに接続される。ま
た、ＤＲ／ＲＶ８０は、デバッガに接続するためのもの
である。

【００３０】モジュール７０は、ＣＡ３１，ＲＭ３２，
ＳＡ３３夫々に対応して記憶されたファームウェアに従
って、ＭＰＵ７１により制御されて動作する。

【００３１】次に、本実施例の半導体ディスク装置２１
における、論理ドライブのエミュレーションについて説
明する。半導体ディスク装置２１では、ホストコンピュ
ータ６１がコマンドを発行するときに指定する装置アド
レス（論理ドライブ）を、メモリ４０上に実現するた
め、全ての論理ドライブにメモリ４０のどこかを割り当
てる必要がある。以下に、論理ドライブとメモリ４０の
割りつけについて説明する。

【００３２】図４は、半導体ディスク装置２１が、磁気
ディスクのＣＫＤフォーマットをエミュレーションする
ためにメモリ４０上に作っているトラックフォーマット
の説明図であり、図５は、磁気ディスクのＣＫＤフォー
マットの模式図である。

【００３３】ＣＫＤフォーマットでは、磁気ディスクの
トラックに、ホームアドレス部（ＨＡ）、各レコード毎
の、カウント部（Ri-C）、キー部（Ri-K）、データ部
（Ri-D）が、ギャップG0,G2,G3と共に記録されている。
ただし、i は、０〜ｎ。

【００３４】ホームアドレス部（ＨＡ）には、シリンダ
番号、トラック番号等が記録されている。各レコードの
カウント部（Ri-C）には、シリンダ番号、ヘッド番号、
データ部（Ri-D）のデータ長、キー部（Ri-K）の長さ等
の情報が記録されている。キー部（Ri-K）には、データ
部（Ri-D）に記録されるデータの属性を示す情報が記録
されている。

【００３５】メモリ４０上に作られているトラックフォ
ーマットは、ディレクトリ情報部、ホームアドレス部
（ＨＡ）、各レコード毎のカウント部（Ri-C）とデータ
部（Ri-D）、及び、トラックのデータ長を一定とするた
めのギャップ吸収部から構成される。ディレクトリ情報
部には、各レコードのメモリ４０上でのアドレス等が記
録されている。

【００３６】図６は、半導体ディスク装置２１で設けて
いるドライブアロケーションテーブルの例を示す図であ
る。ドライブアロケーションテーブルには、各論理ドラ
イブに対して割り当てられたメモリ４０の先頭アドレス
と容量が記録されている。容量は、エミュレーションし
たシリンダ数で表されている。メモリ４０上でのドライ
ブの並び方は、ドライブ番号の若い順になっており、通
常、各ドライブに使用する全容量が連続したアドレスに
割り当てられるようになっている。

【００３７】通常、ＳＡ３３が作成したこのドライブア
ロケーションテーブルは、パワーオン時にＲＭ３２に読
み取られ、後述するアクセス指示テーブルの作成に利用
される。図７は、アクセス指示テーブルの一例を示す。
ホストコンピュータ６１がメモリ４０にアクセスする際
に使用されるアクセス指示テーブルには、各ドライブご
とに、容量（シリンダ数）、ドライブ内のブロックのア
ドレスと容量等が記録されている。アクセス指示テーブ
ルは、ＲＭ３２によって、各ＣＡに内容が伝えられる。

【００３８】ＣＡ３１は、ホストコンピュータ６１から
アクセス個所の指定を受けたとき、ホストコンピュータ
６１の指定したアドレス（論理ドライブ番号、シリンダ
番号、ヘッド番号、レコード番号）から、アクセス指示
テーブルを参照して、アドレス指定されたトラックのア
ドレス（シリンダアドレス）を求め、更に、トラックの
ディレクトリ情報から目的レコードのメモリアドレスを
確認して、目的レコードをサーチする。

【００３９】次に、半導体ディスク装置２１で実行され
るフォーキングライトについて説明する。フォーキング
ライトとは、メモリ上の複数のアドレスに同一のデータ
を、一度のデータ転送により、ほぼ同時にライトするこ
とをいう。半導体ディスク装置２１のＲＭ３２，ＣＡ３
１，ＳＡ３３の夫々は、次のような仕組みにより、メモ
リ４０上のメモリバンク０とメモリバンク１の夫々に属
している２か所のアドレスにフォーキングライトするこ
とができる。

【００４０】ＭＡ５１₁，５２₁、５１₂，５２₂に発
行されるライトコマンドのフォーマットは、ライトコマ
ンド，ライトアドレス，ライトデータの順に、データを
パケット通信するように約束されている。

【００４１】制御部２３のＲＭ３２，ＣＡ３１，ＳＡ３
３の夫々は、データバス５５₁で接続されているメモリ
バンク０を制御するＭＡ５１₁とメモリバンク１を制御
するＭＡ５２₁の両方を受信モジュールに指定して、ラ
イトコマンドを発行する。次いで、ＭＡ５１₁とＭＡ５
２₁夫々に対して、ライトさせるアドレスを転送した
後、全ライトデータを転送する。データを受信したＭＡ
５１₁とＭＡ５２₁は、夫々、メモリバンク０とメモリ
バンク１の指定されたアドレスから順次、受信データを
ライトする。

【００４２】制御部２３のＲＭ３２，ＣＡ３１，ＳＡ３
３と同様に、制御部２４のＲＭ３２，ＣＡ３１，ＳＡ３
３の夫々は、データバス５５₂で接続されているメモリ
バンク０を制御するＭＡ５１₂とメモリバンク１を制御
するＭＡ５２₂の両方を受信モジュールに指定して、ラ
イトコマンド，ライトアドレス，ライトデータを転送し
て、フォーキングライトを行う。

【００４３】次に、半導体ディスク装置２１において、
論理ドライブの拡大や新規ドライブの設定等のために、
論理ドライブの構成を変更するときの動作について説明
する。

【００４４】図８は、論理ドライブ構成変更時の動作手
順を示すフローチャートである。半導体ディスク装置２
１で使用している論理ドライブを更に拡大するとき、ま
た、論理ドライブ数を増やすときは、以下のようにし
て、論理ドライブの構成変更が行われる。

【００４５】先ず、ステップ１１にて、保守担当者（オ
ペレータ）は、ホストコンピュータ６１又は保守端末６
２から、論理ドライブ構成を入力して、ドライブ構成変
更コマンドをＳＡ３３に対して発行させる。

【００４６】このコマンドは、全ての論理ドライブにつ
いて以下の情報を含んでいる。

【００４７】・ドライブの番号・ドライブのタイプ・容量・現在の構成上のドライブからデータ移行を行うか初期
化をするかの指定ステップ１２では、ＳＡ３３は、ドライブ番号の若い順
から、各ドライブに使用する全容量が物理的に連続した
アドレスに割り当てられるように、ドライブ構成変更後
のメモリアドレスを決め、将来のドライブアロケーショ
ンテーブルを作成する。

【００４８】ステップ１３では、ＳＡ３３は、メモリブ
ロックの移動に使用するメモリブロックテーブルを作成
する。図９は、メモリブロックテーブルの一例を示す。
本実施例では、メモリ４０上の一つのドライブについて
の連続したデータが書かれている物理的に連続した領
域、及び有効なデータが書かれていない物理的に連続し
た領域を、メモリブロックと呼ぶ。メモリブロックテー
ブルは、現在のメモリの構成について説明するもので、
夫々のメモリブロックについて、次の情報を含んでい
る。

【００４９】・先頭アドレス・容量・有効データの有無・移動先の先頭アドレス（有効データがあるときに有効
で、将来のメモリブロックのデータの配置されるアドレ
スを示す）ＳＡ３３は、現在のドライブドライブアロケーションテ
ーブル、アクセス指示テーブルを参照して、各メモリブ
ロックの先頭アドレス、容量を記載する。メモリを増設
された未使用なメモリブロックについては、有効データ
が無いメモリブロックとして記載する。また、ドライブ
構成変更コマンドによって初期化指定を受けたドライブ
に対応するメモリブロックも有効データが無いものとす
る。

【００５０】有効データが有るメモリブロックについて
は、将来のドライブアロケーションテーブルを参照し
て、移動先のアドレスを記載する。

【００５１】ステップ１４では、ＳＡ３３は、ドライブ
構成変更コマンドの内容、現在のドライブアロケーショ
ンテーブルと将来のドライブアロケーションテーブルを
参照して、容量の変更されるドライブ、及び初期化され
るドライブについて、ホストコンピュータ６１からアク
セスできないようにするため、ＲＭ３２に対して、ホス
トアクセス停止コマンドを発行する。

【００５２】ホストアクセス停止コマンドを受けたＲＭ
３２は、全ＣＡ３１について、該当するドライブのアク
セス停止を求めるコマンドを発行し、全ＣＡ３１から承
諾の合図を受けるとＳＡ３３にコマンド処理の終了を通
知する。

【００５３】ステップ１５では、ＳＡ３３は、有効デー
タのない現在のメモリブロックを使用して、メモリのア
ドレスの若い順で、ドライブ番号の若い順に、既存のド
ライブの増量分と新規ドライブを割り当て、夫々につい
て、メモリブロックテーブルを変更する。

【００５４】ＳＡ３３は、これらの新しく使用する領域
（メモリブロック）について、ＣＫＤフォーマットをエ
ミュレーションするようにメモリをフォーマッティング
する。

【００５５】ステップ１６では、ＳＡ３３は、フォーマ
ットしたメモリブロックについて、有効データが有りと
してメモリブロックテーブルを書き換える。また、将来
のドライブアロケーションテーブルと現在のドライブア
ロケーションテーブルの当該ドライブのシリンダ数か
ら、メモリブロックテーブルの当該メモリブロックの移
動先アドレスを記載する。

【００５６】ステップ１７では、ＳＡ３３は、ＲＭ３２
に、容量の変更されたドライブと新規ドライブについ
て、夫々ドライブ番号と追加領域のドライブ番号、先頭
アドレス、容量をドライブ増設コマンドで通達する。

【００５７】ＲＭ３２は、これらの通達に従って、ステ
ップ１００にて、アクセス指示テーブルを更新し、この
テーブルが更新されたことを全ＣＡ３１に通達する。全
ＣＡ３１からＲＭ３２に応答があると、ＲＭ３２は、処
理終了をＳＡ３３に通知する。

【００５８】ステップ１８にて、ＳＡ３３はＲＭ３２
に、また、ＲＭ３２は全ＣＡ３１に対して、容量の変更
されたドライブと新規作成されたドライブについて、ホ
スト６１からアクセスできることを、ホストアクセス再
開コマンドで知らせる。

【００５９】ここまでで、ホストコンピュータ６１から
見たドライブ構成の変更は終了し、ホストコンピュータ
６１は、新しいドライブ構成によって、ドライブをリー
ド／ライトすることができるようになる。

【００６０】ステップ１９では、ドライブ構成の変更に
より必要となったメモリブロック移動処理を行う。ＳＡ
３３は、メモリアドレスの小さい順に、メモリブロック
毎に、データの移動処理を行う。このメモリブロック移
動処理では、後述するように、ホストコンピュータ６１
からのアクセスを停止させる必要がない。

【００６１】図１０は、ドライブ増設コマンドに対応し
たアクセス指示テーブルの更新手順を示すフローチャー
トである。ステップ１０１にて、ＳＡ３３からドライブ
増設コマンドを受け取ったＲＭ３２は、アクセス指示テ
ーブルを参照して、対象のドライブがすでに登録済かど
うか判断する。すでに登録済の場合は、このドライブに
ついて新たなシリンダ数が追加されたものと判断し、ス
テップ１０２にて、増加されたシリンダ数を、総シリン
ダ数に足し、ステップ１０３，１０４にて、このドライ
ブの最終ブロックとして、パラメータで渡されたシリン
ダ数と先頭アドレスを登録する。

【００６２】ステップ１０５では、前記新ブロックがコ
マンド処理前のこのドライブの最終ブロックと物理的に
連続した領域にあるかどうかを判断して、連続した領域
にある場合は、ステップ１０６，１０７にて、前の最終
ブロックのシリンダ数に追加シリンダ数を足し、前記新
ブロックの登録を取り消し、処理を終了する。

【００６３】ステップ１０１にて、対象のドライブがコ
マンド処理前には無かったときは、新規ドライブと判断
する。この場合、ステップ１０８，１０９にて、パラメ
ータ指定された容量を総シリンダ数と第１ブロックのシ
リンダ数に記載し、ステップ１１０にて、パラメータ指
定された先頭アドレスを第１ブロックの先頭アドレスに
記載する。この後、ステップ１１１にて、ドライブ有／
無の情報を有りとする。アクセス指示テーブルの更新を
終えると、ＲＭ３２は、ＳＡ３３に終了通知をする。

【００６４】図１１は、ＳＡ３３が実行するメモリブロ
ック移動処理の手順を示すフローチャートである。この
メモリブロック移動処理は、ホストコンピュータ６１の
オンラインサービス中に実行される。

【００６５】ステップ２０では、ＳＡ３３は、ドライブ
移動時のデータ退避領域として、各メモリバンク０，メ
モリバンク１にある予備メモリユニット４４内に、バッ
ファＢＦ１〜ＢＦ４を設定する。

【００６６】各バッファＢＦ１〜ＢＦ４には、次の情報
を用意する。

【００６７】・バッファ内の有効データの有無・有効データの先頭アドレス・有効データの量ＳＡ３３は、設定したバッファＢＦ１〜ＢＦ４を、各メ
モリバンク０，１について、一方のバッファがデータ移
動時にメモリ４０の処理対象アドレスからデータを退避
するための退避バッファとなり、他方のバッファがメモ
リ４０の処理対象アドレスに任意のアドレスからデータ
を移動するときに一時使用する間接入力バッファとなる
ように、どちらが退避バッファであるかを示すフラグを
メモリバンク毎に用意する。

【００６８】バッファは、未使用の場合は、有効データ
無しとする。最初に設定する退避バッファと間接入力バ
ッファは、メモリ４０の先頭アドレスを含むメモリバン
クとは反対側のメモリバンクのものとする。

【００６９】ステップ２１では、ＳＡ３３は、メモリブ
ロックテーブルの、先頭アドレスから始まっているメモ
リブロックから順に、各メモリブロックについて、後述
する入替え処理を実行する。

【００７０】ステップ２２では、ＳＡ３３は、一つのメ
モリバンクについて処理が終了したかどうか判断し、終
了していない場合は、ステップ２１の入替え処理を続け
る。一つのメモリバンクについて処理が終了した場合
は、ステップ２３にて、設定する退避バッファと間接入
力バッファを、反対側のメモリバンクに変更する。

【００７１】ステップ２４では、ステップ２３での変更
前の、元のバッファに有効なデータが入っているかを判
断し、元のバッファに有効なデータが入っている場合
は、ステップ２５にて、元のバッファから、変更後の新
しいバッファにデータを複写する。

【００７２】ステップ２６では、メモリブロックテーブ
ル中のメモリブロックを全て処理したかを判断し、全て
処理していない場合は、ステップ２１に戻って移動処理
を続け、全て処理終了した場合は、移動処理を終える。

【００７３】図１２は、ＳＡ３３が実行する１メモリブ
ロック入替え処理の処理手順を示すフローチャートであ
る。ここで、処理対象のメモリブロックをＡとする。Ｓ
Ａ３３は、メモリブロックテーブル中の先頭のメモリブ
ロックから、順次、入替え処理を実行していく。

【００７４】ステップ３１では、退避バッファの状態を
調べ、退避バッファに有効データが有る場合は、ステッ
プ３２で、退避バッファ中のメモリブロックの移動先を
調べる。

【００７５】ステップ３２にて、移動先がメモリブロッ
クＡであるときは、ステップ３３にて、退避バッファを
空けて、かつ、間接入力バッファから処理対象のメモリ
ブロックにデータを移動させるため、退避バッファと間
接入力バッファを交換する。

【００７６】ステップ３２で、退避バッファ中のメモリ
ブロックの移動先がメモリブロックＡ以外の場合は、ス
テップ３４にて、メモリブロックテーブルから、有効デ
ータの無い空いているメモリブロックを探して、移動先
のメモリブロックＢとする。メモリブロックＢのアドレ
スは、メモリブロックＡのアドレス以外であり、かつ、
退避バッファ及び間接入力バッファのアドレス以外であ
る。退避バッファ内のデータを、メモリブロックＢに移
動する。なお、退避バッファ内のデータを前部移動し終
わっていない場合は、退避バッファの有効データ先頭ア
ドレスをバッファ内の次の移動すべきメモリブロックの
先頭アドレスに変更し、全データを移動終了するまで、
移動を繰り返す。

【００７７】なお、メモリブロックＢと退避バッファが
同一のメモリバンク内にあるときは、退避バッファのデ
ータを一度、反対側のメモリバンクのバッファに移動し
た後、そこからメモリブロックＢに移動する。

【００７８】ステップ３５では、現在の処理対象のメモ
リブロックＡの状態を調べ、有効なデータが有る場合
は、ステップ３６に進む。ステップ３６では、メモリブ
ロックＡのデータの移動先を調べ、移動先がメモリブロ
ックＡであるときは、移動処理が不必要であるため、処
理を終える。ステップ３６で、移動先がメモリブロック
Ａ以外であるときは、ステップ３７にて、移動先の状態
を調べる。移動先のメモリブロックがメモリブロックＡ
と反対側のメモリバンク内にあり、かつ、データが無効
で、メモリブロックＡの容量を満たすときは、ステップ
３９にて、メモリブロックＡのデータを、移動先のメモ
リブロックに移動する。

【００７９】ステップ３７で、メモリブロックＡの移動
先のメモリブロックが同一メモリバンク内にあるか、反
対側のメモリバンク内にあっても有効データがあるか又
はメモリブロックＡの容量を満たさない場合は、ステッ
プ３８にて、メモリブロックＡのデータを退避バッファ
に移動する。

【００８０】ステップ３５でメモリブロックＡに有効デ
ータが無い場合、また、ステップ３８，３９の後、ステ
ップ４０に進む。ステップ４０では、間接入力バッファ
の状態を調べ、有効データが無いときは、ステップ４１
にて、移動先がメモリブロックＡとなっているメモリブ
ロックを、メモリブロックテーブルから探してメモリブ
ロックＣとする。このメモリブロックＣがメモリブロッ
クＡと反対側のメモリバンク内にあるときは、ステップ
４２にて、メモリブロックＣのデータをメモリブロック
Ａに移動した後、処理を終了する。

【００８１】ステップ４２で、メモリブロックＣがメモ
リブロックＡと同一メモリバンク内にあるときは、ステ
ップ４３にて、メモリブロックＣのデータを間接入力バ
ッファに移動する。

【００８２】ステップ４０で間接入力バッファに有効デ
ータが有る場合、また、ステップ４３の後、ステップ４
４に進み、間接入力バッファのデータを、処理対象のメ
モリブロックＡに移動した後、処理を終了する。

【００８３】前記入替え処理中の、退避バッファ及び間
接入力バッファに関わるデータの移動時に、ＳＡ３３
は、次の処理を行う。

【００８４】任意のアドレスから退避バッファ及び間接
入力バッファへデータを移動するとき、移動先のバッフ
ァの有効データの有無を示す情報を、有効データ有りと
し、このバッファの有効データ先頭アドレスをバッファ
の先頭アドレスとし、有効データ量を移動するデータ量
とする。

【００８５】退避バッファ及び間接入力バッファから他
のアドレスへバッファ内の先頭から一部のデータを移動
したとき、このバッファの有効データの先頭アドレス
を、まだ移動していないバッファ内のメモリブロックの
先頭アドレスとし、バッファの有効データ量をまだ移動
していないメモリブロックの容量とする。

【００８６】退避バッファ及び間接入力バッファから他
のアドレスへバッファ内の全データを移動したとき、こ
のバッファの有効データの有無を示す情報を、有効デー
タ無しとする。

【００８７】次に、前記の１メモリブロック入替え処理
中の、データ移動処理について説明する。図１３は、１
メモリブロック入替え処理中における、データ移動処理
の処理手順を示すフローチャートである。

【００８８】ステップ５１，５２では、移動元に指定さ
れたメモリブロックの容量と、移動先のメモリブロック
の容量とを比較する。移動元メモリブロックの容量が、
移動先メモリブロックの容量に満たないときは、ステッ
プ５３にて、移動先のメモリブロックを、移動元メモリ
ブロックの容量までの領域とそれ以降の領域のメモリブ
ロックに分割するように、メモリブロックテーブルを変
更する。

【００８９】移動元メモリブロックの容量が、移動先メ
モリブロックの容量を越えるときは、ステップ５４に
て、移動元のメモリブロックを、移動先メモリブロック
の容量までの領域とそれ以降の領域のメモリブロックに
分割するように、メモリブロックテーブルを変更する。

【００９０】ステップ５５では、移動元メモリブロック
から移動先メモリブロックに、データを複写する。

【００９１】この後、ステップ５６では、移動元メモリ
ブロックのデータを無効とし、移動先のメモリブロック
のデータを有効とするように、メモリブロックテーブル
を更新する。なお、このとき、データを無効としたメモ
リブロックについて、このメモリブロックと物理的にア
ドレスの前後するメモリブロックが有効データを持たな
い場合は、この二つのメモリブロックを一つのメモリブ
ロックに統合する。

【００９２】図１４は、前記データ複写処理の処理手順
を示すフローチャートである。ステップ６１では、ＳＡ
３３は、ＣＡ３１が複写元メモリブロックにライトする
ときは、複写元メモリブロックと複写先メモリブロック
に、フォーキングライトするように、フォーキング開始
コマンドをＲＭ３２に対して発行する。このコマンドの
パラメータは、フォーキングライトする複写元と複写先
のメモリブロックの先頭アドレスと、フォーキングライ
トするシリンダ数である。

【００９３】図１５は、フォーキング開始コマンドに対
応した、アクセス指示テーブルの更新手順を示すフロー
チャートである。フォーキング開始コマンドを受け取っ
たＲＭ３２は、ステップ２０１にて、アクセス指示テー
ブルから、パラメータで指定された複写元の先頭アドレ
スの含まれるブロックを探し出し、そのブロックのあっ
たドライブのフォーキング先頭アドレス（リード時のソ
ースアドレス）に、複写元の先頭アドレスを登録する。
ステップ２０２にて、複写先のフォーキング先頭アドレ
ス（読まない方のディスティネーションアドレス）に、
複写元の先頭アドレスを登録する。

【００９４】ステップ２０３にて、このドライブのフォ
ーキング指定をフォーキング有りにする。

【００９５】ＲＭ３２は、全ＣＡ３１にこのフォーキン
グするドライブについてアクセス指示テーブルを書き換
えたことを通知して、全ＣＡ３１から応答を得てから、
ＳＡ３３に終了通知をする。

【００９６】図１４に戻ってステップ６２〜６５では、
１メモリブロックのデータを移動元メモリブロックから
移動先メモリブロックに複写する。この際、対象のメモ
リブロック内を１０シリンダずつの小ブロックに区切
り、この小ブロックごとに複写を行う。先ず、ステップ
６２にて、対象の小ブロックについて、ＣＡ３１からの
ライトを禁止するライトプロテクトコマンドをＲＭ３２
に発行する。

【００９７】次に、ステップ６３にて、複写元の小ブロ
ックからデータを読み、複写先の小ブロックにこのデー
タを書き込む、データ複写を実行する。

【００９８】次に、ステップ６４にて、ステップ６２で
発行したライトプロテクトを解除するように、ライトプ
ロテクト解除コマンドをＲＭ３２に発行する。

【００９９】ステップ６５では、複写対象のメモリブロ
ック内の全てのデータを複写したかどうかを判断して、
全データを複写終了していない場合は、ステップ６２に
戻って、小ブロックごとのデータ複写を続ける。全デー
タを複写終了した場合は、ステップ６６に進む。

【０１００】ステップ６６では、ステップ６２〜６５で
の複写の実行により変更された各ドライブ内のブロック
の先頭アドレス，容量に対応させて、アクセス指示テー
ブルを更新させるため、アドレス変更コマンドをＲＭ３
２に対して発行する。

【０１０１】アクセス指示テーブルが、実行されたメモ
リブロックの複写に対応して更新されることで、ＣＡ３
１は、変更後の正しいアドレスにアクセスすることがで
きる。

【０１０２】図１６は、アドレス変更コマンドに対応し
た、アクセス指示テーブルの更新手順を示すフローチャ
ートである。アドレス変更コマンドのパラメータは、移
動元のメモリブロックの先頭アドレスと、移動先のメモ
リブロックの先頭アドレスとそのシリンダ数である。

【０１０３】アドレス変更コマンドを受け取ったＲＭ３
２は、ステップ３０１にて、アクセス指示テーブルを参
照して、パラメータ指定された移動元アドレスで始まる
元のブロックを探し出す。アドレス変更指示された移動
先メモリブロックのシリンダ数と、アドレス変更前のシ
リンダ数を比較して、アドレス変更後のシリンダ数が変
更前のシリンダ数に満たない場合は、元のブロックを、
指定シリンダ数までのブロックと、それ以降のブロック
に分割するリンク作成を行う。

【０１０４】このため、具体的には、アクセス指示テー
ブル上で、元のブロックのフィールドの前に、分割でで
きる新しいブロックのフィールドを挿入し、新ブロック
の先頭アドレスをパラメータ指定された移動先の先頭ア
ドレスとし、新ブロックのシリンダ数を、パラメータ指
定されたシリンダ数とする。次いで、元のブロックの先
頭アドレスを、元の先頭アドレスから新ブロックのシリ
ンダ数だけ後方においた値とし、元のブロックのシリン
ダ数を元のブロックのシリンダ数から新ブロックのシリ
ンダ数だけ差し引いた値とする。

【０１０５】前記リンク作成処理の結果、以後、元のブ
ロックの変更前の先頭アドレスの代わりに、新ブロック
の先頭アドレスがアクセスされることとなる。

【０１０６】ステップ３０１にて、アドレス変更指定さ
れたブロックのシリンダ数が、元のブロックのシリンダ
数と一致する場合は、元のブロック全体が指定アドレス
に移動するので、ステップ３０３にて、アクセス指示テ
ーブル上で、元のブロックの先頭アドレスを指定された
アドレスに変更し、ステップ３０４では、元のブロック
と同一値のシリンダ数を変更後のシリンダ数として登録
する。

【０１０７】次に、ステップ３０５では、変更したブロ
ックが先頭ブロックでないときは、前のブロックとアド
レスが連続していないかをアクセス指示テーブルの情報
から調べ、アドレスが連続している場合は、ステップ３
０６にて、前のブロックにこの変更したブロックを統合
させて、リンクを解除する。具体的には、前のブロック
のシリンダ数に、変更したブロックのシリンダ数を足
し、この変更したブロックを削除する。

【０１０８】次に、ステップ３０７では、変更したブロ
ックが最終ブロックでないときは、後のブロックとアド
レスが連続していないかをアクセス指示テーブルの情報
から調べ、アドレスが連続している場合は、ステップ３
０８にて、後のブロックにこの変更したブロックを統合
させて、リンクを解除する。具体的には、この変更した
ブロックのシリンダ数に、後のブロックのシリンダ数を
足し、この後のブロックを削除する。

【０１０９】ＲＭ３２は、全ＣＡ３１にこのアドレス変
更するドライブについてアクセス指示テーブルを書き換
えたことを通知して、全ＣＡ３１から応答を得てから、
ＳＡ３３に終了通知をする。

【０１１０】図１４に戻って、ステップ６７では、ＳＡ
３３は、ステップ６２〜６５での１メモリブロックの複
写が終了したため、以後、複写先のメモリブロックのみ
にライトするようにフォーキングライトの終了を指示す
るため、フォーキング終了コマンドをＲＭ３２に対して
発行する。

【０１１１】図１７は、フォーキング終了コマンドに対
応した、アクセス指示テーブルの更新処理を示すフロー
チャートである。ＳＡ３３からフォーキング終了コマン
ドを受け取ったＲＭ３２は、アクセス指示テーブルを参
照して、フォーキング指定有りのドライブを探し出し、
フォーキング指定を無しとする。ＲＭ３２は、全ＣＡ３
１に、アクセス指示テーブルを書き換えたことを通知し
て、全ＣＡ３１から応答を得てから、ＳＡ３３に終了通
知をする。以上で、図１４のデータ複写処理が終了す
る。

【０１１２】前記のように、本実施例では、論理ブロッ
クの変更に伴うメモリブロック移動処理中、ホストコン
ピュータ６１からのアクセスを停止させる必要がない。
ホストコンピュータ６１は、メモリ４０のいずれのアド
レスも正常にリードでき、また、小ブロックの複写に伴
うライトプロテクトされた領域を除いて、いずれのアド
レスにも正常にライトすることができる。

【０１１３】ホストコンピュータからリード指示を受け
たＣＡ３１は、次のようにして、リードするメモリアド
レスを求める。ホストコンピュータ６１が指定するアド
レスは、論理ドライブ，シリンダ番号（指定シリン
ダ），ヘッド番号，レコード番号からなる。ＣＡ３１
は、アクセス指示テーブルから、指定ドライブの指定シ
リンダが含まれるブロックを探し出し、このブロックの
先頭アドレス（シリンダアドレス）を得る。この先頭ア
ドレスから指定シリンダまでのオフセットを計算し、前
記ブロックの先頭アドレスに足し、この値にヘッド番号
の値を足すことにより、目的トラックの先頭アドレス
（シリンダアドレス）が求められる。目的トラックの先
頭のディレクトリ情報部には、トラック内の各レコード
のインデックスがあり、このインデックスを読んで、目
的のレコードのメモリアドレスが得られる。

【０１１４】ホストコンピュータ６１からライト指示を
受けたＣＡ３３は、次のようにして、ライトするメモリ
アドレスを求める。ＣＡ３３は、アクセス指示テーブル
から、リード時と同様に、目的レコードのアドレスを求
める。更に、指定ドライブのフォーキング指定が有りと
なっている場合は、求めたアドレスがフォーキング指定
範囲内に入っているかを調べ、入っている場合は、フォ
ーキング範囲のリード時のソース（複写元）となる先頭
アドレスと前記求めたライトアドレスとの差を求め、こ
の差分を、フォーキング指定範囲の読まない側（複写
先）の先頭アドレスに足して、フォーキングする他方の
アドレスを求める。

【０１１５】次に、メモリブロック入替え処理によるデ
ータ移動例について説明する。図１８〜図２７は、メモ
リブロック入替え処理によるデータ移動例の説明図を示
す。

【０１１６】ここでは、図１８に示すように、メモリバ
ンク０にドライブ０（Ｄ０）〜ドライブ３（Ｄ３）が割
り当てられ、メモリバンク１にドライブ４（Ｄ４）〜ド
ライブ７（Ｄ７）が割り当てられた状態で、ドライブ３
の後にメモリを増設して、ドライブ２（Ｄ２）の拡張分
のブロックをリンクさせた状態を考える。

【０１１７】ドライブ０〜２のブロックをメモリブロッ
ク０（ＭＢ０）〜メモリブロック２（ＭＢ２）とし、ド
ライブ４〜７のブロックをメモリブロック６（ＭＢ６）
〜メモリブロック９（ＭＢ９）としている。また、ドラ
イブ３は、移動処理対象のメモリブロック３（ＭＢ３）
とメモリブロック４（ＭＢ４）に対応させてある。

【０１１８】また、メモリバンク０には、バッファＢＦ
１，ＢＦ２を設け、メモリバンク１には、バッファＢＦ
３，ＢＦ４を設け、初めの状態では、バッファＢＦ１，
ＢＦ３を退避バッファに設定し、バッファＢＦ２，ＢＦ
４を間接入力バッファに設定してある。

【０１１９】この例では、最終的に、メモリブロック３
のデータとメモリブロック４のデータを夫々、メモリブ
ロック４とメモリブロック５に移動し、元のメモリブロ
ック５のデータをメモリブロック３に移動することを目
的とする。この移動により、拡張されたドライブ２のブ
ロックが連続したアドレスに配置される。

【０１２０】図１８では、移動処理対象のメモリブロッ
クＡがメモリブロック３となっている。メモリブロック
入替え処理は、前記、図１１のステップ２１（詳細は、
図１２のフローチャート）により実行される。

【０１２１】図１８の状態から処理を開始して、先ず、
図１９に示すように、図１２ステップ３８にて、処理対
象のメモリブロックＡのデータ（ドライブ３前半のデー
タ）が、退避バッファＢＦ３に移動される。

【０１２２】次に、図２０に示すように、図１２のステ
ップ４３にて、移動先がメモリブロックＡであるメモリ
ブロック５のデータ（ドライブ２拡張分）が間接入力バ
ッファＢＦ４に移動される。

【０１２３】次に、図２１に示すように、図１２のステ
ップ４４にて、間接入力バッファのデータ（ドライブ２
拡張分）が移動先のメモリブロックＡ（メモリブロック
３）に移動される。

【０１２４】以上で図１２のフローチャートの１回目の
処理を終了して、以後２回目の処理を実行する。この時
点で、処理対象のメモリブロックＡがメモリブロック４
に移動する。この時点で、退避バッファＢＦ３のメモリ
ブロック（ドライブ３前半のデータ）の移動先がメモリ
ブロックＡ（メモリブロック４）であるため、図２２に
示すように、図１２のステップ３３にて、退避バッファ
と間接間接入力バッファを交換して、バッファＢＦ３を
間接入力バッファとし、バッファＢＦ４を退避バッファ
とする。

【０１２５】次に、図２３に示すように、図１２のステ
ップ３８にて、処理対象のメモリブロックＡのデータ
（ドライブ３後半のデータ）が、退避バッファＢＦ４に
移動される。

【０１２６】次に、図２４に示すように、図１２のステ
ップ４４にて、間接入力バッファのデータ（ドライブ３
前半のデータ）が移動先のメモリブロックＡ（メモリブ
ロック４）に移動される。

【０１２７】以上で図１２のフローチャートの２回目の
処理を終了して、以後３回目の処理を実行する。この時
点で、処理対象のメモリブロックＡがメモリブロック５
に移動する。この時点で、退避バッファＢＦ４のメモリ
ブロック（ドライブ３後半のデータ）の移動先がメモリ
ブロックＡ（メモリブロック５）であるため、図２５に
示すように、図１２のステップ３３にて、退避バッファ
と間接間接入力バッファを交換して、バッファＢＦ４を
間接入力バッファとし、バッファＢＦ３を退避バッファ
とする。

【０１２８】次に、図２６に示すように、図１２のステ
ップ４４にて、間接入力バッファＢＦ４のデータ（ドラ
イブ３後半のデータ）が移動先のメモリブロックＡ（メ
モリブロック５）に移動される。

【０１２９】以上で、メモリブロック入替え処理が終了
する。図２７は、メモリブロック入替え処理終了後の状
態を示す。図２７に示すように、ドライブ２のブロック
が連続した一つのブロックに統合されている。

【０１３０】

【発明の効果】上述の如く、請求項１の発明によれば、
データ移動手段により、上位装置からのアクセスを停止
させることなく、論理ボリュームの構成変更に伴う半導
体メモリ内のデータの移動を行い、アクセス制御手段に
より、前記データの移動中に、上位装置からのアクセス
を正常に行わせるため、上位装置からのアクセスを停止
させることなく、論理ボリュームの構成を変更すること
ができる。

【０１３１】請求項２の発明によればデータの移動中に
も、上位装置は、データの移動元とデータの移動先に同
時にデータを書き込むことができ、データ移動に要する
時間を短縮することができる。

【０１３２】請求項３の発明によれば、メモリブロック
テーブルを用いて、データの移動を容易に実行すること
ができる。

【０１３３】請求項４の発明によれば、アクセス指示テ
ーブルを用いて、上位装置の正常なアクセスを容易に行
わせることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理構成図である。

【図２】本発明の一実施例の半導体ディスク装置の構成
図である。

【図３】ＣＡ，ＲＭ，ＳＡのモジュール構成図である。

【図４】エミュレーションによりメモリトラック上に作
っているトラックフォーマットの説明図である。

【図５】ＣＫＤフォーマットの模式図である。

【図６】ドライブアロケーションテーブルの例を示す図
である。

【図７】アクセス指示テーブルの例を示す図である。

【図８】論理ドライブ構成変更時の動作手順を示すフロ
ーチャートである。

【図９】メモリブロックテーブルの例を示す図である。

【図１０】ドライブ増設コマンドに対応した、アクセス
指示テーブルの更新手順を示すフローチャートである。

【図１１】メモリブロック移動処理の手順を示すフロー
チャートである。

【図１２】１メモリブロック入替え処理の処理手順を示
すフローチャートである。

【図１３】データ移動処理の処理手順を示すフローチャ
ートである。

【図１４】データ複写処理の処理手順を示すフローチャ
ートである。

【図１５】フォーキング開始コマンドに対応した、アク
セス指示テーブルの更新手順を示すフローチャートであ
る。

【図１６】アドレス変更コマンドに対応した、アクセス
指示テーブルの更新手順を示すフローチャートである。

【図１７】フォーキング終了コマンドに対応した、アク
セス指示テーブルの更新手順を示すフローチャートであ
る。

【図１８】メモリブロック入替え処理によるデータ移動
例の説明図である。

【図１９】メモリブロック入替え処理によるデータ移動
例の説明図である。

【図２０】メモリブロック入替え処理によるデータ移動
例の説明図である。

【図２１】メモリブロック入替え処理によるデータ移動
例の説明図である。

【図２２】メモリブロック入替え処理によるデータ移動
例の説明図である。

【図２３】メモリブロック入替え処理によるデータ移動
例の説明図である。

【図２４】メモリブロック入替え処理によるデータ移動
例の説明図である。

【図２５】メモリブロック入替え処理によるデータ移動
例の説明図である。

【図２６】メモリブロック入替え処理によるデータ移動
例の説明図である。

【図２７】メモリブロック入替え処理によるデータ移動
例の説明図である。

【符号の説明】

１１アクセス手段１２アクセス制御手段１３データ移動手段１４，１５半導体メモリ１６アクセス指示テーブル１７メモリブロックテーブル１８退避バッファ１９間接入力バッファ２１半導体ディスク装置２３，２４制御部３１チャネルインタフェース制御部３２排他制御部３３メンテナンス制御部３５排他制御用メモリ４０半導体メモリ４３，４５メモリユニット４４，４６予備メモリユニット５１₁，５１₂，５２₁，５２₂ メモリ制御部５５₁，５５₂ データバス５６₁，５６₂ コントロールバス６１ホストコンピュータ６２保守端末

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数の論理ボリュームに分割された半導
体メモリ（１４，１５）を有し、接続されている上位装
置が、前記論理ボリュームに対してアクセス手段（１
１）を介して読み書きのアクセスを行う半導体記憶装置
において、論理ボリュームの構成変更に際して、予備メモリ内に設
けたデータ移動用バッファ（１８，１９）を用いて、構
成変更の対象である論理ボリューム中のメモリブロック
単位で、必要なデータの移動を行うデータ移動手段（１
３）と、前記データの移動中に、上位装置からのアクセスを正常
に行わせるアクセス制御手段（１２）とを有することを
特徴とする半導体記憶装置。
【請求項２】前記半導体メモリ（１４，１５）は、複
数のグループに分割されており、前記アクセス手段（１
１）は、前記複数のグループ夫々に対して同一タイミン
グで同一のデータを書き込む機能を有することを特徴と
する請求項１記載の半導体記憶装置。
【請求項３】前記データ移動手段（１３）は、前記デ
ータの移動開始時に、前記各メモリブロックの先頭アド
レス，容量，有効データの有無，及び移動先の先頭アド
レスを情報として持つ、メモリブロックテーブル（１
７）を作業用メモリ内に作成し、前記データの移動処理
中に、前記メモリブロックテーブル（１７）を参照／更
新することを特徴とする請求項１又は請求項２記載の半
導体記憶装置。
【請求項４】前記アクセス制御手段（１２）は、前記
上位装置の目的アドレスへのアクセス用に、論理ボリュ
ームが有効かどうかの情報、論理ボリュームの総容量、
論理ボリューム内に複数のブロックがリンクされて存在
する場合の、各ブロックごとの先頭アドレス及び容量を
情報として持つアクセス指示テーブル（１６）を、前記
データ移動手段（１３）からの情報を基に作成／更新す
ることを特徴とする請求項１又は請求項２又は請求項３
記載の半導体記憶装置。
【請求項５】前記アクセス指示テーブル（１６）は、
前記論理ボリュームが２つの領域に対して同時に同一デ
ータを２重書きすることが必要かどうかの情報、前記２
重書きが必要な場合の２重書きを行う先頭アドレス及び
容量を情報として持つことを特徴とする請求項４記載の
半導体記憶装置。
【請求項６】前記データ移動手段（１３）は、前記予
備メモリ内のデータ移動用バッファとして、データの移
動処理対象のアドレスからデータを退避するための退避
バッファ（１８）と、データの移動処理対象アドレスに
任意のアドレスからデータを移動する際にデータを一時
保持する間接入力バッファ（１９）とを設けることを特
徴とする請求項１記載の半導体記憶装置。
【請求項７】前記データ移動手段（１３）は、前記各
メモリグループごとに、前記退避バッファ（１８）と間
接入力バッファ（１９）を設定でき、かつ、前記退避バ
ッファ（１８）と間接入力バッファ（１９）を交換でき
ることを特徴とする請求項６記載の半導体記憶装置。
【請求項８】前記データ移動手段（１３）は、増設さ
れたメモリブロックに対応して、前記メモリブロックテ
ーブル（１７）を作成し、前記増設されたメモリブロッ
クが論理ボリューム内のブロックとして使用できること
を、ブロックが拡張された論理ボリューム番号，ブロッ
クの先頭アドレス，ブロックの容量の情報と共に、前記
アクセス制御手段（１２）に通知することを特徴とする
請求項３又は請求項４記載の半導体記憶装置。
【請求項９】前記アクセス制御手段（１２）は、前記
データ移動手段（１３）からのメモリブロック増設に関
する通知を基にして、前記通知された論理ボリュームが
登録されていない場合は、新規の論理ボリュームとして
登録し、前記通知された論理ボリュームが登録されてい
る場合は、拡張されたブロックを前記登録済の論理ボリ
ューム内にリンクさせて使用できるように、前記アクセ
ス指示テーブル（１６）を更新することを特徴とする請
求項８記載の半導体記憶装置。
【請求項１０】前記データ移動手段（１３）は、前記
論理ボリュームの構成変更に際してのデータの移動開始
時に、移動元のメモリブロックと移動先のメモリブロッ
クに同時にデータを書き込むように、前記アクセス制御
手段（１２）に指令することを特徴とする請求項２又は
請求項５記載の半導体記憶装置。
【請求項１１】前記アクセス制御手段（１２）は、前
記データ移動手段（１３）からの、移動元のメモリブロ
ックと移動先のメモリブロックに同時にデータを書き込
む指令に基づいて、前記指令により通知された移動元の
ブロックと移動先のブロックに対して、上位装置が２重
書きでアクセスするように、前記アクセス指示テーブル
（１６）を更新することを特徴とする請求項１０記載の
半導体記憶装置。
【請求項１２】前記データ移動手段（１３）は、前記
論理ボリュームの構成変更に際してのデータの移動処理
の終了後に、構成変更された論理ボリュームに対応して
アクセス対象のアドレスを変更するようにアドレス変更
指令を前記アクセス制御手段（１２）に供給することを
特徴とする請求項４記載の半導体記憶装置。
【請求項１３】前記アクセス制御手段（１２）は、前
記データ移動手段（１３）からの前記アドレス変更指令
に基づいて、前記アクセス指示テーブル（１６）のブロ
ック先頭アドレスを更新することを特徴とする請求項１
２記載の半導体記憶装置。