JPS61202247A - マルチボリユ−ム制御方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の利用分野〕 本発明は、マルチボリューム制御方式に関し。

特に複数の論理ボリュームを１つの物理ドライブ内に持
つディスク装置を含むディスクサブシステムの性能を向
上させる制御方式に関するものである。

〔発明の背景〕

１つの物理ドライブに複数の論理ボリュームを持たせる
ことは、省スペース形ディスク装置や低コスト形ディス
ク装置、あるいは、論理的に複数の低容量ディスク装置
を内蔵するように見せかけたエミュレーションタイプの
ディスク装置で多く採用されている。このようなディス
ク装置の論理ボリューム分割の一例を第２図に示す。第
２図（、）は、物理ドライブを外周側、内周側に２分割
した論理ボリュームの分割方法であり、第２図（ｂ）は
物理ドライブを上側ヘッド群、下側ヘッド群に論理ボリ
ュームを分ける方法、第２図（Ｃ）は物理ドライブのシ
リンダを交互に分割して論理ポリュームを持たせる方法
である。

第２図（ａ）の論理分割方法において、この２つの論理
ボリュームに対して入出力命令（以下、工１０命令とい
う）が交互に発行された場合を考える。

まず、ヘッドが内周側ボリュームにあるとき。

外周側ボリュームに対し、Ｉ１０命令が発行されると、
該■／○命令で指定された外周側シリンダにヘッドを移
動し、リード／ライト等のデータ転送を行う。次に、内
周側ボリュームに対し、Ｉ１０命令が発行されると、該
Ｉ１０命令の指定するシリンダが直前の内周側ボリュー
ムに対するＩ１０命令の指定シリンダと同一であっても
前記ヘッド移動によって外周側に移っているため、再び
引き戻さなければならない。この引き戻し処理は。

従来Ｉ１０命令がオペレーテングシステム（以下。

Ｏ８という）から発行されてからＯ８に対して終了報告
を返すまでの時間に含まれており、その処理時間が入出
力処理時間の大きな割合を占めている。また、第２図（
ｂ）、（ｃ）の論理分割の方法等を用いてもこのような
ヘッド引き戻しの処理は必要である９以上説明したよう
に、１物理ドライブ内に複数の論理ボリュームを持った
装置では、１物理ドライブ内に１論理ボリユームの装置
に比べて性能劣化の要因を持っている。

このようなディスク装置の性能を向上させる方法として
１例えば、特開昭５８−９８８７８号公報に示されるよ
うに、１つの物理ドライブに配置した２つの論理ボリュ
ームの間をアクセスアームが移動する回数をカウントす
る機能と、回数をホス１へへ報告する機能を備えること
により、適切なデータ配置を行うようにした方法が知ら
れている。

この方法を実現するためにはソフトウェア対応サポート
を必要とする。また、ディスク装置の種類により物理シ
リンダの構成が変わるため、ソフトウェアもディスクの
種類に対応して、アルゴリズムの変更を余儀なくされる
という問題があった。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、このように従来の問題を解消し、シス
テム構成やソフトウェアの対応を必要とせず、ディスク
サブシステム内で物理ドライブ内の論理ボリュームへの
アクセス性能を向上させるマルチボリューム制御方式を
提供することにある。

〔発明の概要〕

上記目的を達成するために１本発明では、１つの物理ド
ライブ内に複数の論理ボリュームを持つディスク装置を
含むディスクサブシステムにおいて、各物理ドライブご
とにアクセスされた順番で最新のシリンダアドレス等を
数個ずつ格納するためのバッファ、およびヘッド移動を
判別する判別手段を設け、該バッファを参照することに
より次の物理ドライブへの入出力命令の対象とするシリ
ンダアドレスを予測し、上記判別手段によりヘッドを移
動させるか否か判断し、移動させる必要があると判断し
た場合には、上記物理ドライブへの入出力命令が上記サ
ブシステムに対して発行されていない時にヘッド移動を
行い、予測に反して元の論理ボリュームに入出力命令が
発行された場合には、ヘッドを移動させずそのままデー
タアクセスを行うことに特徴がある。

〔発明の実施例〕

以下１本発明の実施例を図面により説明する。

まず、本発明の詳細な説明する。

一般的にディスク装置へのアクセスは、ミクロ的にみる
と、シーケンシャルなデータ処理が多い。

すなわち、ある時点であるレコードを処理した場合１次
のＩ１０命令では次のレコードを処理するケースが多い
。また、シーケンシャルでなくともその付近のレコード
、例えば、直前に処理したＩ１０命令と同一シリンダー
内のレコードを処理するケースも多い。このようなＩ１
０命令のアクセスの性質に着目して、論理ボリュームの
最新のアクセスシリンダの中で最もアクセスされる可能
性の高いシリンダ（過去のアクセスパターンをアクセス
履歴情報を格納して決める）へのヘッド移動をＩ１０命
令が発行される前に実行することにより、Ｉ１０命令処
理時間を減少させることができる。また、上記ヘッド移
動を行った後、元のシリンダに入出力命令が出された場
合、再びヘッドの引き戻しを直に行う必要のないように
、ヘッド移動を行う前のトラックデータをバッファに格
納しておくことにより、上記Ｉ１０命令処理時間をさら
に減少させることができる。

以下、本発明の一実施例を詳細に説明する。

第１図は、本発明が適用される計算機システムの構成ブ
ロック図である。

第１図において、１０はＩ１０命令を発行して入出力制
御を行うＣＰＵ、１１はＣＰＵｌ０に接続されたチャネ
ル装置、１２はディスクの書込・読出し制御を行うディ
スク制御装置（以下、制御装置という）、　１３は制御
装置１２に接続され。

論理ボリュームを持った物理ドライブ、１３ａ。

１３ｂは物理ドライブ１３内の論理ボリューム。

２１は制御袋＠１２内のｎ個（ｎは物理ドライブ数に相
当）の位置決め予測論理である。

ＣＰＵｌ０はチャネル装置１１１および制御装置１２を
経由して物理ドライブ１３内の論理ボリューム１３ａな
いしは１３ｂに対し、Ｉ１０命令を発行する。ここでは
説明の都合上物理ドライブ１３に２つの論理ボリューム
１３ａ、１３ｂをとることとし、片方の論理ボリューム
１３ａ、をプライマリボリューム、他方の論理ボリュー
ム１３ｂをセカンダリボリュームと呼ぶこととする６第
３図は、第１図の位置決め予測論理２１の第１の実施例
を示す詳細説明ブロックである。

第３図において、ｌｏｔ、１０２はそれぞれプライマリ
ボリューム１３ａおよびセカンダリボリューム１３ｂの
最終シリンダアドレスを格納するメモリ、１１１は直前
にアクセスのあったボリュームがプライマリ、およびセ
カンダリのどちらであるかを”　Ｑ　ａｒｔ　１　、、
で示すボリューム識別ラッチ（ここで、“′０”はプラ
イマリボリューム１３ａ、”１”はセカンダリボリュー
ム１３ｂを示す）、１１２はボリューム識別ラッチ１１
１がセラ１−され、そのラッチ１１１のビット情報を最
下位ビットに入れ、前の状態を１ビツトシフトして保持
するシフトレジスタ、１１３はシフトレジスタ１１２の
パターンに応じてＰ−ＲＯＭｌ　１４のアドレスを作成
するアドレスレジスタ、１１４は位置決め予測データを
格納するＰ−ＲＯＭ、１１５はアドレスレジスタ１１３
で指し示さ九るＰ−ＲＯＭｌ１４の内容を読出すデータ
レジスタである。ただし、７トＬ／スＬ／ジスタｌ　１
３．Ｐ−ＲＯＭＩ　１４．データレジスタ１１５は全物
理ドライブ共通として制御表［１２の中に１つだけ設け
ても良い。

以下、第１図、第３図を用いて動作を説明する。

ＣＰＵｌ０は、プライマリボリューム１３ａに対してＩ
１０命令を発行し、このＩ１０命令処理が完了し、物理
ドライブ１３のヘッドはプライマリボリューム１３ａ側
にあるものとする。制御装置！１２は、物理ドライブ１
３に対応する位置決め予測論理２１を次のように動作さ
せる。まず、最新のシーク動作は、プライマリボリュー
ム１３ａのシリンダへの位置決め動作であるので、ボリ
ューム識別ラッチ１１１に０”をセットする。逆にセカ
ンダリボリューム１３ｂであるときには、その識別ラッ
チ１１１に１１１１１をセットすればよい。次に、シフ
トレジスタ１１２は１ビツトシフトされ、その最下位ビ
ットにｒｅ　ＯＩ＋が入る。すなおち、シフトレジスタ
１１２にはビットパターンで物理ドライブ１３内の論理
ボリュームへのアクセスパターン（アクセスがあったこ
とを履歴情報として格納すること）がとられる。例えば
、「プライマリ、セカンダリ、プライマリ、セカンダリ
、プライマリ。

・・・・、プライマリ」という順番にアクセスされたと
すると、シフトレジスタ１１２のビットパターンは、　
　ｒｏ　ｉ　ｏ　ｔ　ｏ・・・・０」なるパターンにな
っている。

Ｐ−ＲＯＭ１１４には、上記論理ボリュームアクセス履
歴のパターンをそれに対応するデータとして、次のアク
セスがどちらの論理ボリュームに行くかを示すビットパ
ターンを格納しておく。例えば、過去のアクセスパター
ンがｒｏ　ｔ　ｏ　ｔ　ｏ　ｉ・・・０１」と交互に行
われたとした場合１次はプライマリボリューム１３ａに
アクセスされると予測してデータを格納しておく。

以上のように１位置決め予測論理２１は、論理ボリュー
ム（プライマリボリューム１３ａ、セカンダリボリュー
ム１３ｂ）をビットパターンで最終アクセスをボリュー
ム識別ラッチ１１１に入れることにより、瞬時にして次
のアクセスボリュームをデータレジスタ１１５に予測取
出しすることができる。

この結果から次の論理ボリュームを決定し、その最終シ
リンダをメモリｌｏｔ、１０２から知ることにより、該
当するシリンダヘシーク指示を行う。これは、すべて、
Ｉ１０命令処理時間外に行うものとする。このようにし
て、次のＩ１０命令の発行ボリューム予測とＩ１０命令
処理時間外シーク動作により、実効的な処理能力を向上
させることができる。

第４図は、第１図の位置決め予測論理２１の第２の実施
例を示す詳細説明ブロック図である。

これは１位置決め予測論理２１の中に、第３図のメモリ
１０１，１０２に替えて、各論理ボリュームごとに１ト
ラック分の容量を持つバッファメモリ２０１，２０２．
各バッファメモリの内容がどのトラックであるかを示す
シリンダ・ヘッドアドレスを格納するメモリ２１１，２
１２．および各バッファメモリの内容が有効であること
を示すバリッドフラグ２２１，２２２を設けた真が第３
図と異なり、他の構成は同じであるので説明は省略する
。

Ｉ１０命令が発行されてから、位置決め予測を行うまで
は、第１の実施例と同一であるが、予測を行い別のボリ
ュームへのヘッド移動が必要であると判断した場合は、
ヘッド移動前のトラックの全データを対応する論理ボリ
ュームのバッファメモリ２０１あるいは２０２に位置付
けし、さらに該当するトラックのシリンダ・ヘッドアド
レスをメモリ２１１あるいは２１２に格納し、バリッド
プラグ２２１あるいは２２２をセットする（このセット
は有効か無効かをｇ　Ｑ　Ｉ＋、′１″の１ビツトで示
す）、その後、ヘッドの移動を行う。次に、Ｉ１０命令
が予測通りのヘッド移動を行った側の論理ボリュームに
発行された場合は、そのままＩ１０処理を実行すればよ
い、また、Ｉ１０命令が元の論理ボリュームに対して発
行された場合は、バリッドフラグ２２１あるいは２２２
、およびシリンダヘッドアドレスが格納されているメモ
リ２１１．２１２をチェックし、対象トラックであれば
。

バッファメモリ２０１，２０２をＩ１０命令に対応して
アクセスする。

このようにして、第２の実施例によれば、第１の実施例
の位置決め予測の失敗によるシーク動作を軽減すること
ができる。また、第１．第２の実施例においては、ハー
ドウェア論理で位置決め予測を行っているが、マイクロ
プログラム等で実現することもでき、＠状のディスク装
置のハードウェアの変更なしに性能向上を図ることがで
きる。

〔発明の効果〕

以上説明したように１本発明によれば、物理ドライブの
中に複数の論理ボリュームを持つディスク装置において
、各論理ボリューム間のヘッド移動という大きなオーバ
ヘッドを見掛上減少させることができ、かつ、実効性能
を上げることができる。また、ハードウェア論理で位置
決め予測を行っているが、マイクロプログラム等で実現
することもでき、現状のディスク装置のハードウェアの
変更なしに性能向上を図ることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本充明が適用される計算機システムの構成ブロ
ック図、第２図魂２個の論理ボリュームを持つディスク
装置の例を示す図、第３図は第１図の位置決め予測論理
の第１の実施例を示す詳細説明ブロック図、第４図は第
１図の位置決め予測論理の第２の実施例を示す詳細説明
ブロック図である。 １０　：　ＣＰＵ、１１：チャネル装置、１２：制御袋
ｆｆｌ！（ディスク制御装置）、１３：物理ドライブ。 １３ａ、１３ｂ：論理ボリューム、２１：位置決め予測
論理、１０１，１０２：論理ボリューム最終シリンダア
ドレスメモリ、１１１：ボリューム識別ラッチ、１１２
ニシフトレジスタ、１１３ニアドレスレジスタ、１１４
７　Ｐ−ＲＯＭ、１■５：データレジスタ、２０１１２
０２：バッファメモリ、２１１，２１１シリンダ・ヘッ
ドアドレスメモリ、２１１，２１２：バリッドフラグ。 特許出願人　株式会社日立製作所 てミｆ；７Ｊ−一、−’＝ 第１図 ｎ　１１！ｉ 第　　　２　　　図 （ａ） 第２図 （ｂ） （ｅ） １論理ボリユーム 第　　　３　　　図

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. （１）１つの物理ドライブ内に複数の論理ボリュームを
   持つディスク装置を含むディスクサブシステムにおいて
   、各物理ドライブごとにアクセスされた順番で最新のシ
   リンダアドレス等を数個ずつ格納するためのバッファ、
   およびヘッド移動を判別する判別手段を設け、該バッフ
   ァを参照することにより次の物理ドライブへの入出力命
   令の対象とするシリンダアドレスを予測し、上記判別手
   段によりヘッドを移動させるか否か判断し、移動させる
   必要があると判断した場合には、上記物理ドライブへの
   入出力命令が上記サブシステムに対して発行されていな
   い時にヘッド移動を行い、予測に反して元の論理ボリュ
   ームに入出力命令が発行された場合には、ヘッドを移動
   させずそのままデータアクセスを行うことを特徴とする
   マルチボリューム制御方式。