WO1996018141A1

WO1996018141A1 - Systeme informatique

Info

Publication number: WO1996018141A1
Application number: PCT/JP1995/002518
Authority: WO
Inventors: Ikuya Yagisawa; Naoto Matsunami; Takashi Oeda; Yasunori Kaneda; Hiroshi Arakawa; Masahiro Takano
Original assignee: Hitachi, Ltd.
Priority date: 1994-12-08
Filing date: 1995-12-08
Publication date: 1996-06-13
Also published as: US5996046A; JPH08161124A; JP3011035B2; EP0797141A1

Description

明細書計算機システム技術分野

本発明は、コンピュータシステムの記憶システムとして用いられている複数のディスク装置をアレイ状に配置したアレイ型ディスクシステムのための制御方式に係わり、特に、 CPU負荷の削減を目的とした計算機システムに関するものでのる。

背景技術

ディスクアレイシステムとは、複数のディスク装置をァレイ状に配置した構成をとり、リード要求（データの読み出し要求）およびライト要求（データの書き込み要求）をディスクの並列動作によって高速に処理し、パリティ（冗長）データを付加することにより信頼性を向上させた外部記憶装置である。ディスクァレィシステムは、 RA I D (Redundant Arrays of Inexpensive Disks ) と呼ばれ、パリティデータの種類と構成により 5つのレベルに分類されている（論文：

A Case for Redundant Arrays of Inexpensive Disks (RAID)", David A.

Patterson, Garth Gibson, and Randy H. Katz, Computer Science Division Department of Electrical Engineering and Computer Sciences, University of California Berkeley) ₀

上記分類法のレベル 5 (以下、 RA I D 5と呼ぶことにする）においては、パリティが各ディスクに分散されて記憶されており、パリティ更新時に 1台のパリティディスクに処理が集中することを防ぎ、ライト処理時の性能低下を抑えることができる。したがって、小さなサイズの読み書きが多量に発生するランダムァクセスに対し性能向上が見込まれる（日経エレクトロニクス 1993/4/26 No.579 P.77〜91 「特集ディスクアレイ装置」）。

ディスクアレイシステムでは、ディスクを並列に動作させるためと、パリティデータを付加するために、特殊なアドレス変換を行う必要があり、従来は専用のハードウヱァによってそのァドレス変換を行ってきた。該システムに関する公知例としては、特開平 2— 2 3 6 7 1 4号公報を挙げることができる。し力、し、ホストシステムの C P U (Central Process ing Uni t ) 性能が向上してきたことから、ディスクアレイ特有のァドレス変換をソフトウエアプログラムで行うディスクアレイシステムも存在している。本明細書では、このディスクアレイシステムを、ソフトゥヱァ R A I Dと呼ぶことにする。ディスクの並列動作のためのアドレス変換をソフトウヱァプログラムで行うディスクアレイシステムに関する公知例としては、特開平 5— 2 5 0 0 9 9号公報を挙げることができる。

ここで、従来例として、 R A I D 5のソフトウエア R A I Dを図 2 1のシステム構成を用いて説明する。図 2 1において、 1はホストシステム、 4はディスクインターフヱ一ス制御手段、 3はディスク装置群である。

ホストシステム 1は、ホスト C P U 1 0 1と、高速リード ·ライト可能なメモリであるキヤッシュ 1 0 2と、ローカルバス · システムバス間ブリッジ 1 0 3と、データやプログラムを格納するメインメモリ 1 0 4と、バスインターフェース 1 0 7で構成している。口一カルバス 1 0 5は、ホスト C P U 1 0 1と、キヤッシュ 1 0 2と、ローカルバス · システムバス間プリッジ 1 0 3を接続する。システムバス 1 0 6は、ローカルバス · システムバス間ブリッジ 1 0 3と、バスィンタ一フェース 1 0 7を接続する。ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9は、メインメモリ 1 0 4内に配置し、ディスクアレイシステムを制御するのに必要なデイスクアレイ制御プログラムを格納する。

ディスクインターフェース制御手段 4は、ホストシステム 1のバスインターフエース 1 0 7と接続する。

ディスク装置群 3は、本従来例においては 5台のディスク装置 3 0 1〜3 0 5 により構成している。ディスク装置 3 0 1〜3 0 5は、ディジーチェーン接続により、ディスクインターフヱ一ス制御手段 4と接続する。

ディスクアレイシステムでは、複数のディスクをストライビングし、そのストライプごとに、パリティデータを付加することにより、信頼性を上げている。デイスクアレイライト時には、各ディスク装置のストライプごとのデータの排他的論理和演算によってパリティを生成する。ホスト C P U 1 0 1は、ディスクァレィ制御プログラム領域 1 0 9に格納されているディスクアレイ制御プログラムを用いて、ストライビングのためのァドレス変換とパリティ生成を行う。

ここで、ディスクの並列動作とパリティデータの付加を含めたディスクアレイシステム全体として行うリード処理とライト処理を、それぞれ、ディスクアレイリード処理およびディスクアレイライ卜処理と呼ぶこととする。また、ディスクアレイリード処理およびディスクアレイライト処理において、データを読み書きするディスクをデータディスク、パリティを読み書きするディスクをパリティデイスクと呼ぶこととする。

従来技術の R A I D 5のディスクアレイライト処理時において、パリティは式 1により求められる。なお、 X0R は、排他的論理和演算子のことである。

新パリティ = 新データ X0R 旧データ X0R 旧パリティ（式 1 ) 式 1において、新データとは、ディスクアレイライ卜処理において新しく書き込むデータであり、旧データとは、新データが書き込まれる直前のデータ、つまり、新データが上害きするデータのことである。新パリティとは、新データに対応するパリティデータであり、旧パリティとは、旧データに対応するパリティデ一夕である。

ディスクアレイライト処理においては、旧データをデータディスクから、旧パリティをパリティディスクからそれぞれ読み出し、式 1によって新パリティを生成した後、新データをデータディスクに、新パリティをパリティディスクにそれぞれ書き込む。

以下、データディスクからの旧データのリード処理を旧データリード処理、デ —夕ディスクへの新データのライト処理を新データライト処理と呼ぶこととする。同様に、パリティディスクからの旧パリティのリード処理を旧パリティリ一ド処理、パリティディスクへの新パリティのライト処理を新パリティライ卜処理と呼ぶこととする。

従来技術のディスクアレイでは、ディスクアレイライト処理において、データと、該データに対応するパリティを略同時に更新することで、ディスク障害に対する信頼性を確保している。し力、し、ディスクアレイライト処理を 1回行う場合に、データディスクと、パリティディスクに対して、リードとライトを各 1回ずつ行い、合計 4回のディスクアクセスを必要とする。また、 2台のディスク装置を占有するため、各ディスク装置による並列処理の多重度が下がることになる。

以上のように、従来のディスクアレイにおいては、ライト処理性能が低下するという問題がある。

さらに、ソフトウェア制御による冗長性付きのディスクアレイにおいては、デイスクアレイ特有のァドレス変換と、パリティ生成のための排他的論理和演算を C P Uによって行っており、ディスクアレイ処理プログラムの制御に要する C P Uの負荷は大きい。したがって、多量のディスクアレイライト処理を行う場合は、ディスクアレイ処理プログラムの制御に要する C P U負荷の増加によって、アブリケーシヨンの性能低下を招くという問題がある。

発明の開示

本発明の第 1の目的は、新データの書き込み以外のディスクアクセス回数を削減することでディスクアレイライト処理を高速化した計算機システムを提供する C あ

また、本発明の第 2の目的は、ディスクアレイ処理プログラムの制御に要する C P Uの負荷を低減した計算機システムを提供することにある。

また、本発明の第 3の目的は、前記第 1、第 2の目的に加え、既存のホスト装置に簡単なサブシステムを付加できる拡張性を有する計算機システムを提供することにめる。

また、本発明の第 4の目的は、前記第 1、第 2の目的に加え、パリティを生成するためのデータをホスト装置側のメインメモリ上に格納することで、新たにパリティを生成するためのデータを保持するためのメモリやこのメモリを制御するための制御回路を不要とした簡単な構成であり、かつ低コストを実現した計算機システムを提供することにある。

また、本発明の第 5の目的は、前記第 1、第 2の目的に加え、ホスト装置のシステムバスと複数のディスク装置をそれぞれ制御するディスク装置制御回路とを接続するバスもしくは前記システムバスもしくはメインメモリのトラフィックを低減し、処理の高速化を図る計算機システムを提供することにある。

また、本発明の第 6の目的は、前記第 1、第 2の目的に加え、メインメモリのメモリ容量を圧迫せずにパリティ生成に必要なデタを保持し、ホス卜装置のメインメモリアクセスの卜ラフィックを低減し、 C P Uの処理の高速化を図る計算機システムを提供することにある。

また、本発明の第 7の目的は、前記第 1、第 2の目的に加え、複数のディスク装置をそれぞれ制御するディスク制御回路が有するホスト装置のメインメモリへのデータ転送機能を活かし、簡単な構成でメインメモリ上のパリティ生成のためのデータをパリティ生成用メモリに転送することができる計算機システムを提供するとにめる。

また、本発明の第 8の目的は、前記第 1、第 2の目的に加え、複数のディスク装置をそれぞれ制御するディスク制御回路が有するホスト装置のメインメモリへのデータ転送機能を活かし、簡単な構成でメインメモリ上のパリティ生成のためのデータをメインメモリ上のパリティ生成のために必要となるデータを格納しておく領域に転送することができる計算機システムを提供することにある。

また、本発明の第 9の目的は、パリティ生成のためのデータ転送を高速化できる計算機システムを提供することにある。

前記第 1、第 6の目的を達成するために、複数のディスク装置と、 C P Uとメインメモリと前記複数のディスク装置を制御するディスク制御回路とを備えたホスト装置とを有する計算機システムであり、前記 C P Uは、前記メインメモリ上のプログラムに従って、前記複数のディスク装置をパリティ付きの論理的な一台のディスクアレイ装置として管理し、前記新データを前記ディスク装置に書き込む処理に遅延させて非同期に前記新ノ、'リティの生成と前記ディスク装置への書き込み処理を行うよう制御するものであり、この計算機システムに、更新データ、旧パリティ、旧データを保持するパリティ生成用メモリを設けたものである。前記第 2の目的を達成するために、前記パリティ生成用メモリに保持されているデータと前記メインメモリ上に保持されている前記ディスク制御回路に書き込むべき新デ一タとから新パリティ又は前記更新データを生成するパリティ生成回路と、前記ディスクアレイ装置からの読み出し時には読み出すべきデータを前記ディスク制御回路から前記ノ、。リティ生成用メモリと前記メインメモリへ転送し、前記ディスクアレイ装置への書き込み時には前記新データを前記メインメモリ力、ら前記ノ、'リティ生成用メモリと前記ディスク制御回路へ転送する第 1のデータ転送回路を設けたものである。

前記第 4の目的を達成するために、パリティ生成のためのデータである前記更新データ、旧パリティ、旧データを前記メインメモリ上に保持するためのメインメモリ上のパリティ生成用領域と、前記メインメモリ上のパリティ生成領域に保持した前記パリティ生成のためのデータと前記メインメモリ上の前記ディスク制御回路に書き込むべき新データを保持しているメインメモリ上の新データ領域に保持する前記新デ一タとから前記新ノ Jティ又は更新デー夕を生成するパリティ生成回路と、前記ディスクアレイ装置からの読み出し時には読み出すべきデータを、前記ディスク制御回路から前記メインメモリ上のパリティ生成用領域と前記メインメモリ上の読みだすべきデータを格納するメインメモリ上の読みだしデ一タ領域の両方へ転送し、前記ディスクアレイ装置への書き込み時には前記メィンメモリ上の新データ領域から、前記メインメモリ上のパリティ生成用領域と前記ディスク制御回路へ転送する第 2のデータ転送回路を設けたものである。

前記第 7の目的を達成するために、前記パリティ生成用メモリと、前記パリティ生成回路と、前記ディスクアレイ装置からの読み出し時には読み出すべきデータを前記メインメモリ上の読みだしデータ領域へ転送し、前記デイスクアレイ装置への害き込み時には前記メインメモリ上の新データ領域から前記新データを前記ディスク制御回路へ転送する前記ディスク制御回路と、ディスクアレイ装置からの読み出し時には前記読み出すべきデータを前記パリティ生成用メモリに転送し、前記ディスクアレイ装置への書き込み時には前記メインメモリ上の新デ一夕領域から前記新データを前記パリティ生成用メモリに転送する第 3のデータ転送回路とを設けたものである。

前記第 8の目的を実現するために、前記メインメモリ上のパリティ生成用領域と、前記パリティ生成回路と、前記ディスクアレイ装置からの読み出し時には読み出すべきデータを前記メインメモリ上の読みだしデータ領域へ転送し、前記デイスクァレイ装置への書き込み時には前記メインメモリ上の新データ領域から新データを前記ディスク制御回路へ転送する前記ディスク制御回路と、ディスクァレイ装置からの読み出し時には前記メインメモリ上の読みだしデータ領域上の読み出されたデータを前記メインメモリ上のパリティ生成用領域に、前記ディスクァレイ装置への書き込み時には前記メインメモリ上の新データ格納領域から新デ一夕を前記メインメモリ上のパリティ生成用領域に転送する第 4のデータ転送回路とを設けたものである。

前記第 9の目的を達成するために、前記パリティ生成用メモリと前記第 1、第 3いずれかのデータ転送回路との間に前記パリティ生成のためのデータを一時的に保持するパリティ生成用高速キャッシュメモリを設けたものである。

前記第 3の目的を達成するために、前記パリティ生成用メモリと、前記パリティ生成回路と、前記第 1から第 4のデータ転送回路のうちの 1つとを 1つのボード上に搭載して提供する。もしくは、前記パリティ生成回路と、前記第 1から第 4のデータ転送回路のうちの 1つとを 1つのボード上に搭載して提供する。また、前記パリティ生成用メモリと、前記パリティ生成回路と、高速キャッシュと、前記第 1から第 4のデータ転送回路のうちの 1つとを 1つのボード上に搭載して提供する。

前記第 5の目的を達成するために、前記パリティ生成回路と、前記第 1から第 4のデータ転送回路のうちの 1つとを 1チップに上に形成し、前記システムバス、もしくは前記ディスク制御装置と前記システムバスを接続するバスのどちらかに接続するよう構成したものである。

ホスト装置の C P Uは、ホスト装置のメィンメモリ上のプログラムに従って、複数のディスク装置に信頼性を付加するパリティ付きの論理的な 1台のディスクアレイ装置として前記複数のディスク装置を管理、制御する。ディスク制御回路は、複数のディスク装置への要求の発行、データ転送、要求の終了等のディスク制御を行う。

前記 C P Uは前記ディスクァレイ装置へのデータ書き込み要求を受信すると、前記プログラムに従い、前記複数のディスク装置のうちの少なくとも 1台のディスク装置へのデータ書き込み要求に変換する。 C P Uは、データの書き込みに先立ち、前記メインメモリ上の書き込むべきデータである新データに対応するパリティも新規のパリティである新パリティに更新するため、新パリティの生成に必要な前記新データの書き込まれる直前のデータである旧データを読みだし、前記新データと前記旧データとの排他的論理和を計算し、この結果を更新デ一夕としてパリティ生成用メモリに保存すると共に前記新データを次回の同一ァドレスの前記ディスクアレイ装置へのアクセスの際の旧データとして保存する。この処理の後、前記新データは前記ディスクアレイ装置に書き込まれ、前記データ害き込み要求は終了する。 C P Uは、この新データ書き込み処理に非同期に遅延させて、前記旧データに対応するパリティである旧パリティを前記デイスクアレイ装置から読みだし、前記パリティ生成用メモリに保存してある前記更新データと前記旧パリティとの排他的論理和を計算し、この結果を新パリティとして前記ディスクァレイ装置に保存すると共に前記パリティ生成用メモリに次回の同一ァドレスの前記ディスクアレイ装置へのアクセスの際の旧パリティとして保存する。同様に、前記 C P Uは前記デイスクアレイ装置へのデータ読みだし要求を受信すると、前記プログラムに従い、前記ディスクアレイ装置からデータを読みだし、メインメモリ上に転送すると共に、前記パリティ生成用メモリに次回の同一ァドレスの前記ディスクアレイ装置へのアクセスの際の旧データとして保存する。

前記パリティ生成用メモリは、前記旧データと、前記更新データと、前記旧パリティとを一時保持することができ、前記新パリティを生成する際に必要なデータである前記更新データ、旧データ、旧パリティのいずれか一つでも存在している場合には、 C P Uは前記ディスクアレイ装置からではなく、前記パリティ生成用メモリからこれらのデータを読みだし新パリティの生成処理に使用することができるので、前記ディスクアレイ装置からデータをリードしてくる必要がなくデイスクアレイ装置へのアクセス回数が減らすことができる。

また、前記パリティ生成用メモリに前記パリティ生成に必要なデ一タを格納しておくので、前記メインメモリ容量を圧迫することなく、また、前記メインメモリアクセスのトラフィックを低減できるという前記第 1、第 6の目的を達成することができる。

さらに、パリティ生成回路は、前記パリティ生成用メモリに保持されている前記更新データ、旧データ、旧パリティと、前記新データとから前記新パリティ又は前記更新データの生成を前記 C P Uの指令に従い、生成の間、前記 C P Uの介在なく実施することができる。また、第 1のデータ転送回路は、前記ディスクァレイ装置からのデータ読み出し時には読み出すべきデータを前記ディスク制御回路から前記パリティ生成用メモリとメインメモリ上の読みだしデータ領域の両方へ転送し、前記ディスクアレイ装置への書き込み時にはメィンメモリ上新データ領域から前記新データを前記、°リティ生成用メモリと前記ディスク制御回路へ転送することを、 C P Uの指令に従い、データ転送の間 C P Uの介在なく実施することができる。また、前記パリティ生成回路および前記第 1のデータ転送回路は、ディスクアレイ制御処理であるパリティ生成処理並びにパリティ生成用メモリへのデータ転送処理を、前記 C P Uの介在なく実施できるので、前記 C P Uの負荷を低減するという前記第 2の目的を達成することができる。

さらに、メインメモリ上のパリティ生成用領域は、前記パリティ生成用メモリに格納していた前記更新データ、旧パリティ、旧データを前記メインメモリ上に保持し、パリティ生成回路は、前記メインメモリ上のパリティ生成領域に保持した前記パリティ生成用デー夕と前記メインメモリ上の新データ領域に保持する前記新データとから前記新パリティ又は更新データを生成し、第 2のデータ転送回路は、前記 C P Uからの指令に基づき、データ転送中は前記 C P Uの介在を一切必要とせずに、前記ディスクアレイ装置からの読み出し時には読み出すべきデ一タを前記デイスク制御回路から前記メインメモリ上のパリティ生成用領域と前記メインメモリ上の読みだしデータ領域の両方へ転送し、前記ディスクアレイ装置への書き込み時には前記メインメモリ上の新データ領域から新データを前記メインメモリ上のパリティ生成用領域と前記ディスク制御回路の両方へ転送できるので、前記第 1、第 2の目的を前記同様達成でき、さらに、前記パリティ生成用メモリと、その制御回路を不要にすることができるので簡単な構成で、かつ低コストを実現するという第 4の目的を達成できる。

ディスク制御回路は、前記 C P Uからの指令により、データ転送の間、前記 C P Uの介在なく、前記ディスクアレイ装置からの読み出し時には前記読み出しデ ―夕を前記メインメモリ上の読みだしデータ領域へ転送し、前記ディスクアレイ装置への書き込み時には前記メインメモリ上の新データ領域から前記新デー夕を前記ディスク制御回路へ転送することができ、第 3のデータ転送回路は、前記 C P Uの指令により、データ転送の間、前記 C P Uの介在なく、前記ディスクァレィ装置からの読み出し時には前記ディスク制御回路が前記メインメモリ上の読みだしデータ領域に転送した前記読み出しデータを前記パリティ生成用メモリに転送し、前記ディスクァレイ装置への書き込み時には前記メインメモリ上の新データ領¾±の新デー夕を前記、。リティ生成用メモリに転送することができるので、前記第 1、第 2の目的を前記同様達成でき、さらに、複数のディスク装置をそれぞれ制御するディスク制御回路が有する前記メインメモリへのデータ転送機能を活かし、簡単な構成でメインメモリ上のパリティ生成のためのデー夕をパリティ生成用メモリに転送することができるという第 7の目的を達成できる。

さらに、前記メインメモリ上パリティ生成用領域と、前記パリティ生成回路と、前記ディスク制御回路は前記同様動作し、第 4のデータ転送回路は、前記 C P U の指令により、データ転送の間、前記 C P Uの介在なく、前記ディスクアレイ装置からの読み出し時には前記ディスク制御回路が前記メインメモリ上読みだしデ ―タ領域に転送した前記読みだしデータを前記メインメモリ上パリティ生成用領域に転送し、前記ディスクアレイ装置への書き込み時には前記メインメモリ上新データ領域から前記新データを前記メインメモリ上パリティ生成用領域に転送することができる。したがって、前記第 1、第 2の目的を前記同様達成できる。さらに、前記ディスク制御回路が有する前記メインメモリへのデータ転送機能を活力、し、簡単な構成でパリティ生成のために必要なデータを前記メインメモリ上パリティ生成用領域に転送することができるという前記第 8の目的を達成できる。さらに、、'リティ生成用高速キャッシュメモリは、前記パリティ生成用メモリと、前記第 1または第 3のデータ転送回路との間にあり、前記ディスク制御回路もしくは前記メインメモリと前記パリティ生成用メモリ間のデータ転送されるデ一タを一時保存でき、前記、'リティ生成処理の際に該当するデータが前記 'リティ生成用高速キャッシュメモリ内に存在するときは前記高速キャッシュメモリからデータを転送することができる。したがって、パリティ生成のためのデータ転送を高速化できるという前記第 9の目的を達成できる。

さらに、前記パリティ生成用メモリと、前記パリティ生成回路と、前記第 1または第 3のデータ転送回路を 1つのボ一ド上に搭載すると簡単なサブシステムとしてホスト装置から独立させることができるので、既存のホスト装置に簡単なサブシステムを付加できる拡張性を提供できるという前記第 3の目的を達成することができる。

また、前記パリティ生成用メモリと、前記第 2または第 4のデータ転送回路を 1つのボード上に搭載すると簡単なサブシステムとしてホスト装置から独立させることができるので、既存のホス卜装置に簡単なサブシステムを付加できる拡張性を提供できるというもう一つの前記第 3の目的を達成することができる。

さらに、前記、'リティ生成回路と前記第 1から第 4のデータ転送回路のうちの 1つとを 1チップ上に集積することで、前記更新データ及び前記新パリティの生成処理と、前記データ転送処理の間に同一データを扱う際には前記 "？リティ生成メモリまたは前記メインメモリ上パリティ生成用領域から二度にわたり同じデ一タを転送する必要をなくすことができるので、ホスト装置のシステムバスと前記ディスク装置制御回路とを接続するバスもしくは前記システムバスもしくは前記メインメモリのトラフィックを低減し、処理の高速化を図ることができるという前記第 5の目的を達成することができる。

図面の簡単な説明

図 1 A、図 I Bは、第 1の実施例における計算機システムのブロック図である c 図 2は、第 1の実施例におけるディスクアレイ制御プログラム領域のプロック図である。

図 3は、第 1の実施例における M P U制御プログラム領域のプロック図である c 図 4は、第 1の実施例におけるディスクアレイデータ転送手段のブロック図でめ。

図 5は、第 1の実施例における排他的論理和生成手段のプロック図である。図 6は、第 1の実施例におけるディスクアレイリード処理動作図である。

図 7は、第 1の実施例におけるデータライト処理動作図である。

図 8は、第 1の実施例における遅延パリティ処理動作図である。

図 9は、第 2の実施例におけるディスクアレイデータ転送手段のプロック図でのる。

図 1 0 A、図 1 0 Bは、第 3の実施例における計算機システムのブロック図でのる。図 1 1は、第 3の実施例におけるディスクアレイ制御プログラム領域のブロック図である。

図 1 2は、第 3の実施例におけるディスクアレイデータ転送生成手段のブロック図である。

図 1 3は、第 3の実施例におけるディスクアレイリード処理動作図である。図 1 4は、第 3の実施例におけるデータライト処理動作図である。

図 1 5は、第 3の実施例における遅延パリティ処理動作図である。

図 1 6 A、図 1 6 Bは、第 5の実施例における計算機システムのブロック図であ o。

図 1 7は、第 5の実施例におけるディスクアレイ制御プログラム領域のブロック図である。

図 1 8 A、図 1 8 Bは、第 7の実施例における計算機システムのブロック図である。

図 1 9は、第 7の実施例における M P U制御プログラム領域のブロック図である。

図 2 0 A、図 2 0 Bは、第 9の実施例における計算機システムのブロック図であな。

図 2 1は、従来例における計算機システムのブロック図である。

発明を実施するための最良の形態

以下、本発明の実施例を図を用いて説明する。

本発明の第 1の実施例を図 1のシステム構成を用いて説明する。図 1において、 1はホストシステム、 2はアレイ制御補助手段、 3はディスク装置群である。ホストシステム 1は、ホスト C P U (中央処理演算機） 1 0 1 と、キャッシュ 1 0 2と、ローカルバス · システムバス間ブリッジ 1 0 3と、メインメモリ 1 0 4 と、バスィンタ一フェース 1 0 7で構成している。ホスト C P U 1 0 1 と、キャッシュ 1 0 2と、口一カルバス · システムバス間ブリッジ 1 0 3はローカルバス 1 0 5により接続する。口一カルバス · システムバス間プリッジ 1 0 3と、ノくスィンタ一フェース 1 0 7は、システムバス 1 0 6に接続する。

ホストシステム 1において、メインメモリ 1 0 4は、ユーザ領域 1 0 8 と、デイスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9と、旧データァドレス保持部 1 1 0と、パリティアドレス保持部 1 1 1を有する。

ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9は、図 2に示すように、アプリケ一シヨンなどから要求を受け取る要求受信部 1 2 0と、次の処理を決定する要求管理部 1 2 1と、ディスクアレイシステム特有のアドレス変換（データ分散/集合処理を含む）を行い、データディスクアドレスとパリティディスクアドレスを算出するァドレス変換部 1 2 2と、旧データが該一時保持手段に存在するかどうかを検索する旧データ検索部 1 2 3と、後述する旧更新データ、または、新パリテイカ、'該一時保持手段に存在するかどうかを検索するパリティ検索部 1 2 4 と、デイスクコマンドとディスクアレイデータ転送手段制御コマンドと排他的論理和生成手段制御コマンドを生成するアレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5 と、アレイ制御補助手段制御コマンドを M P U 2 1 0に発行する M P U制御部 1 2 8 と、アプリケーションなどに要求の終了を知らせる要求終了部 1 2 6と、遅延パリティ処理を行うべきかどうかを判定する遅延パリティ処理判定部 1 2 7で構成している。

図 1に戻り、アレイ制御補助手段 2は、バスインターフェース 2 0 1と、 M P U ( マイクロ処理部） 2 1 0と、 M P Uメモリ 2 1 1と、 5つのディスク制御回路（以下、ディスクインターフヱース制御手段） 2 0 5〜2 0 9と、メモリ間コピ一、および、ディスクと各メモリ間、パリティ生成回路（以下、排他的論理和生成手段） 2 0 3と各メモリ間のデータ転送を行うデータ転送回路（ディスクァレイデータ転送手段） 2 0 2と、排他的論理和生成手段 2 0 3と、パリティ生成のためのデータを格納するパリティ生成用メモリ（以下、メモリ 2 1 2 ) と、遅延パリティ処理を行っていないパリティアドレスを記録する未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0で構成し、それぞれを M P Uバス 2 1 3で接続する。該未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0は、バッテリ一バックアップしておく。ァレィ制御補助手段 2はホストシステムの一部として提供するか、アレイ制御補助手段 2に含まれるメモリ 2 1 2と、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2と、排他的論理和生成手段 2 0 3とを 1つのボード上に構成し、ホストシステム 1のシステムバス 1 0 6や、システムバス 1 0 6とディスクインタ一フェース 2 0 5〜2 0 9とを接続するアレイ制御補助手段内部バス 2 0 4に接続して構成することが考えられる。 1ボードに構成した場合、既存システムに簡単なサブシステムとして付加でき、拡張性を向上させることができる。また、バスインターフヱ一ス 2 0 1 と、 5つのディスクインターフェース制御手段 2 0 5〜 2 0 9と、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2と、排他的論理和生成手段 2 0 3と、メモリ 2 1 2 をアレイ制御補助手段内部バス 2 0 4で接続する。バスインターフヱ一ス 2 0 1 はホストシステム 1のバスインターフェース 1 0 7と接続する。メモリ 2 1 2は、ホスト C P U 1 0 1が管理するメモリアドレス空間にマツビングしているとし、直接参照可能な構成であるとし、バスインターフヱイス 2 0 1が制御を行う。アレイ制御補助手段 2において、 M P Uメモリ 2 1 1は、 M P U制御プログラム領域 2 1 4と、多数送られてくる M P Uコマンドをキューィングしておく M P Uコマンド格納領域 2 1 5を有する。 M P U制御プログラム領域 2 1 4は、図 3 に示すように、 M P U制御部 1 2 8から要求を受け取る要求受信部 2 2 0と、次の処理を決定する要求管理部 2 2 1と、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2にコマンドを発行するディスクアレイデータ転送手段制御部 2 2 2と、ディスクィンターフヱース制御手段 2 0 5〜2 0 9にコマンドを発行するディスクインターフェース制御手段制御部 2 2 3と、排他的論理和生成手段 2 0 3にコマンドを発行する排他的論理和生成手段制御部 2 2 4と、ホスト C P U 1 0 1に要求の終了の割り込み信号を発行する要求終了部 2 2 5で構成している。

再び図 1に戻り、アレイ制御補助手段 2において、メモリ 2 1 2は、旧データを保持する旧データ保持手段 2 1 6と、パリティ生成作業に用いるデータを一時的に保持しておくパリティ生成作業領域 2 1 7と、旧更新データ、または、旧パリティを保持するパリティ保持手段 2 1 8と、メモリ 2 1 2のァドレス管理を行うメモリ制御手段 2 1 9を有する。

アレイ制御保持手段 2において、図 4に示すディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、データ入出力手段 2 6 0と、データバッファ 2 6 1と、 2方向データ転送制御手段 2 6 2で構成している。 2方向データ転送制御手段 2 6 2は、転送するデータ長をバイト単位で指定する転送長レジスタ 2 6 3と、データの転送元の 1 0アドレス、または、メモリアドレスを格納するレジスタとして、転送元 1ァドレスレジスタ 2 6 4と、転送元 2ァドレスレジスタ 2 6 5と、転送元 3ァドレスレジスタ 2 6 6を有し、データの転送先の I 0アドレス、または、メモリアドレスを格納するレジスタとして、転送先 1ァドレスレジスタ 2 6 7と、転送先 2 アドレスレジスタ 2 6 8を有し、さらに、排他的論理和生成手段 2 0 3の I Oァドレスを格納する排他的論理和生成手段ァドレスレジスタ 2 6 9と、各転送元と各転送先は、それぞれ I 0かメモリかを選択し、排他的論理和生成に係わるデ一タ転送かどうかを指定するモード選択レジスタ 2 7 0と、転送開始コマンドを受け取るコマンドレジスタ 2 7 1を有する。

実施例 1において、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、転送元 1から転送先 1 へ、または、転送元 1から転送先 1、転送先 2の同時に 2 ケ所の転送先へ、転送長バイト数の D M A (Di rect Memory Access)転送を行う。ここで D M A転送とは、 C P Uや M P Uに起動されると、その後は C P Uや M P Uの介在なくデータ転送を行う転送方法のことである。同時に 2 ケ所の転送先へ D M A転送することを一括 D MA転送と呼ぶこととする。

ァレイ制御補助手段 2において、図 5に示す排他的論理和生成手段 2 0 3は、データ入出力手段 2 4 0と、データバッファ 2 4 1と、排他的論理和演算を行う排他的論理和演算手段 2 4 2と、データの入出力の管理とデータバッファ 2 4 1 の初期化を行うデータ入出力管理手段 2 4 3で構成している。データ入出力管理手段 2 4 3は、入力してくるデータ数を格納する入力データカウンタレジスタ 2 4 4と、データバッファ 2 4 1の初期化を行うデータバッファ初期化レジスタ 2 4 5を有する。

図 1に戻り、メモリ 2 1 2の旧データ保持手段 2 1 6と、メインメモリ 1 0 4 の旧データアドレス保持部 1 1 0は、それぞれ同数のデータを保持するようにし、例えば、 pを自然数として、 P番目の各保持手段のデータが、互いに対応するようにしておく。

旧データ保持手段 2 1 6は、 1ブロックの大きさが磁気ディスク装置の論理ブロック長に等しいメモリ領域を!)個集めたものである。また、旧データアドレス保持部 1 1 0は、旧データ保持手段 2 1 6に保持されている旧データのメモリアドレスと、それに対応したデータが格納されているディスク装置番号と、そのディスク装置内の論理プロックァドレスであるデータディスクマドレスと、タイムスタンプを含む構造体の配列であり、配列の個数は旧データ保持手段 2 1 6の有するブロック数 Pに一致する。

メモリ 2 1 2のパリティ保持手段 2 1 8と、メインメモリ 1 0 4のパリティアドレス保持部 1 1 1は、それぞれ同数のデータを保持するようにし、例えば、 q を自然数として、 Q番目の各保持手段のデータが、互いに対応するようにしてお

< o

パリティ保持手段 2 1 8は、 1ブロックの大きさが磁気ディスク装置の論理ブ口ック長に等しいメモリ領域を Q個集めたものである。このパリティ保持手段 2 1 8の有するブロックの個数 Qは、遅延パリティ処理に用いることのできるパリティデータの個数を決定することになる。また、ノ、'リティアドレス保持部 1 1 1 は、パリティ保持手段 2 1 8に保持されている旧パリティ、または、旧更新デー夕のメモリアドレスと、それに対応したパリティが格納されているディスク装置番号と、そのディスク装置内の論理プロックァドレスであるパリティディスクァドレスと、タイムスタンプと、保持しているものが旧更新データなのか旧パリティなのか、旧パリティならばデイスクに書かれているものと同じかどうかを示すフラグを含む構造体の配列であり、配列の個数はパリティ保持手段 2 1 8の有するブロック数 qに一致する。

また、未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0は、データディスクとのパリティの整合性がとれていないパリティディスクァドレスを格納するメモリ領域を r 個集めたものである。 rは、自然数とする。

ディスク装置群 3は、本実施例においては 5台のディスク装置 3 0 1〜3 0 5 により構成している。各ディスク装置 3 0 1〜3 0 5はアレイ制御補助手段 2の 5つのディスクインターフヱ一ス制御手段 2 0 5〜2 0 9とそれぞれケーブルにより接続する。

本実施例のディスクアレイライト処理を以下に示す。従来例の R A I D 5では、ディスクアレイライト処理時に、データディスクへの旧データリ一ド処理と新デ —タライト処理、および、パリティディスクへの旧パリティリード処理と新パリティライト処理が必要となり、占有ディスク台数は 2台で、合計 4回のディスクアクセスが発生し、ディスクアレイライト性能は著しく低下する。

R A I D 5のディスクアレイライト処理において、新パリティは式 1で求められる。ここで、新データと旧データの排他的論理和を新更新データとして定義すると、新パリティは、新更新データと旧パリティの排他的論理和となる。このことを、以下の式に示す。

新更新データ = 新データ X0R 旧データ（式 2 ) 新パリティ = 新更新データ X0R 旧パリティ（式 3 ) 新データライト処理時に式 2のように新更新データを生成し、一時保持手段に保持しておく。ここで、旧データ保持手段 2 1 6とパリティ生成作業領域 2 1 7 とパリティ保持手段 2 1 8をまとめて一時保持手段と呼ぶこととする。その後、保持しておいた新更新データを用いて、新データライト処理とは非同期に、式 3 のように新パリティを生成し、新パリティライ卜処理を行う。これにより、従来のディスクアレイライト処理を、独立な 2つの処理に分割でき、占有ディスク台数を各処理ごとに 1台ずつにできる。なお、式 2および式 3の新更新データは、同一のものであるが、後述する遅延パリティ処理 ( P 1 ) においては式 3の段階の新更新データを旧更新データと呼ぶこととする。ここで、旧更新データとは、前回のディスクアレイライト処理において一時保持手段に格納された新更新データのことである。また、式 3の新パリティは、後述する遅延パリティ処理（P 2 ) においては旧パリティと呼ぶこととする。

また、新データ、新パリティ等のデータを一時保持手段に保持しておき、再度これらのデータがアクセスされた際には、ディスクからではなく、一時保持手段から読み出す。これにより、旧データリード処理、旧パリティリード処理等のデイスクアクセス数を削減できる。以上の方法により、ディスクアレイライト処理性能を向上させる。

上記の新データライ卜処理に係わる処理をデータライ卜処理と呼ぶこととする c また、データライト処理と非同期に行われる、新パリティライト処理に係わる処理を遅延パリティ処理と呼ぶこととする。本実施例のディスクアレイライト処理は、データライト処理と遅延パリティ処理から成る。

データライト処理は、一時保持手段が何を格納しているかにより、以下の 6つのタイプに分類できる。転送は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2によって行う。

(W 1 ) 一時保持手段に、何もない場合。

旧データをデータディスクからリ一ドして一時保持手段に転送する処理と、新データをユーザ領域 1 0 8力、ら、データディスクと一時保持手段に転送する処理と、一時保持手段にある旧データと新データから新更新データを生成し、一時保持手段に転送する処理を行う。新更新データの生成には、式 2を用いる。

(W 2 ) 一時保持手段に、旧データがある場合。

(W 1 ) の場合とほぼ同様であるが、旧データをデータディスクからリードして一時保持手段に転送する処理は必要ない。新更新データの生成には、式 2を用いる。

(W 3 ) 一時保持手段に、旧更新データがある場合。

旧データをデータディスクからリードして一時保持手段に転送する処理と、新データをユーザ領域 1 0 8からデータディスクと一時保持手段に転送する処理と、一時保持手段にある旧デー夕と新データと旧更新データから新更新データを生成し、一時保持手段に転送する処理を行う。新更新データの生成には、式 4を用いる。

新更新データ =新データ X0R 旧データ X0R 旧更新データ（式 4 ) ここで、式 4を導く。まず、（W 1 ) 、または、（W 2 ) のデータライト処理が行われ、そのときの新データと新更新データが一時保持手段にあるとする。さらに新データを書き換えるときに、新しくライトするデータを新新データ、生成する新しい更新データを新新更新データ、新新データに対応する新しいパリティを新新パリティと呼ぶこととする。つまり、書き換える前の新データは、新新デ一夕から見ると旧デ一夕となり、新データに対応する新パリティは、新新パリテイカ、ら見ると、旧パリティとなる。新新データのデータライト処理が終了し、かつ、新新データに対応した遅延パリティ処理が行われていないとすると、一時保持手段には、新新データと、新新更新データがある。ここで、式 1より式 5力^ 式 3と式 5より式 6が導かれる。

新新パリティ =新新データ X0R 新データ X0R 新パリティ（式 5 ) 新新パリティ =新新データ X0R 新データ X0R 新更新データ

X0R 旧パリティ（式 6)

新新更新データ =新新データ X0R 新データ X0R 新更新データ

(式 7) 新新パリティ =新新更新データ X0R 旧パリティ（式 8) 式 7のように新新更新データを、新新データと、新データと、新更新データの排他的論理和とすると、新新パリティは、式 8のように新新更新データと、旧パリティの排他的論理和となる。したがって、新新パリティの生成の際には、旧パリティがあればよく、新パリティは必要ないので、遅延パリティ処理が行われなくてもデータライト処理を続けて行うことができる。このように、旧パリティを用、て新新デ一タに対応した遅延、'リティ処理を行うことができるので、更新デ —タは、遅延、'リティ処理が行われなくても何回でも再更新することができる。したがって、式 7より式 4が導かれる。

(W4) —時保持手段に、旧更新データと旧データがある場合。

(W3) の場合とほぼ同様であるが、旧データをディスクからリードして一時保持手段に転送する処理は必要ない。新更新データの生成には、式 4を用いる。

(W5) 一時保持手段に、旧パリティ力、'ある場合。

旧データをディスクからリードして一時保持手段に転送する処理と、新データをユーザ領域 1 0 8からディスクと一時保持手段に転送する処理と、一時保持手段にある旧データと新データと旧パリティから新パリティを生成し、一時保持手段に転送する処理を行う。新パリティの生成には、式 1を用いる。

(W6) —時保持手段に、旧パリティと旧データがある場合。

(W5) の場合とほぼ同様であるが、旧データをディスクからリードして一時保持手段に転送する処理は必要ない。新パリティの生成には、式 1を用いる。データライ卜処理において、一時保持手段に格納した新データは、次回、データライト処理（W2) (W4) (W6) における旧データとなる。データライト処理（W2) (W4 ) (W6 ) においては、旧データリード処理を行わないので、ディスクアクセスを 1回削減できる。

データライト処理（Wl) (W2) (W3) (W 4) において、一時保持手段に格納した新更新データは、次回、データライト処理（W3) (W4) および後述する遅延パリティ処理（P 1) における旧更新データとなる。

データライト処理（W5) (W6) において、一時保持手段に格納した新パリティは、次回、データライト処理（W5) (W6) および後述する遅延パリティ処理（P 2) における旧パリティとなる。データライト処理（W5) (W6) においては、旧パリティリード処理を行わないので、ディスクアクセスを 1回削減できる。また、新パリティは一時保持手段に格納し、新パリティライト処理を行わないので、ディスクアクセスを 1回削減できる。このように、旧パリティの読み出しと新パリティの書き込みは、一時保持手段を用いるので、パリティデイスクにアクセスすることなくデータライト処理を連続して行うことができる。

次に、遅延パリティ処理は、一時保持手段が何を格納しているかにより、以下の 2つのタイプに分類できる。ただし、一時保持手段に既にディスクに書き込んだ旧パリティが格納されている場合は、遅延パリティ処理は行わない。また、一時保持手段に何も格納されていない場合、もしくは、旧データだけが格納されている場合も、遅延パリティ処理は行わない。転送は、ディスクアレイデータ転送手段 202によって行う。

(P 1) 一時保持手段に、旧更新データがある場合。

旧パリティをディスクからリードして一時保持手段に転送する処理と、一時保持手段にある旧パリティと旧更新デ一タから新ノ、'リティを生成し、一時保持手段に転送する処理と、新パリティを一時保持手段からディスクへ転送する処理から成る。新パリティの生成には、式 3を用いる。なお、（P 1) における旧更新デ一夕は、式 3の新更新データに相当する。一時保持手段に格納した新パリティは、次回、データライト処理（W5) (W6) における旧パリティとなる。

(P 2) 一時保持手段に、ディスクに書き込んでいない旧パリティがある場合。旧パリティを一時保持手段からディスクへ転送する。なお、（P 2) における旧パリティは、式 3の新パリティに相当する。

以上が、本実施例のディスクアレイライ卜処理である。上記のように、データのリードと、パリティのリード · ライ卜に一時保持手段を用いることによりディスクァクセス回数を削減でき、処理の高速化を図ることができる。しかし、メインメモリ内のユーザ領域 1 0 8中の新データを一時保持手段があるメモリ領域にコピーして、保持しておく必要がある。以下、このコピーをメモリ間コピーと呼ぶ。また、新更新データおよび新パリティの生成のために、排他的論理和演算を行う必要がある。本実施例は、アレイ制御補助手段 2を用いて、メモリ間コピーと、排他的論理和演算を行い、 C P Uの負荷を軽減させる方法を提供するものである。

また、本実施例のディスクアレイリード処理を以下に示す。ディスクアレイリード処理は、一時保持手段が何を格納しているかにより、以下の 2つのタイプに分類できる。転送は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2によって行う。

( R 1 ) —時保持手段に、旧データがない場合。

目的データである旧データをディスクからリードして一時保持手段とユーザ領域 1 0 8に転送する処理を行う。

( R 2 ) —時保持手段に、旧データがある場合。

目的データである旧データを一時保持手段からユーザ領域 1 0 8に転送する。ここで、図 1の構成をとるディスクアレイシステムでのディスクアレイリード処理動作と、ディスクアレイライト処理動作について説明する。ディスクアレイシステムでは、信頼性を向上させるために、パリティデータを生成する必要があるが、本実施例のディスクアレイシステムでは、ディスクアクセスによる性能低下を避けるために、上記の通り、ディスクアレイライト処理時には新データと新パリティの書き込み処理を非同期に行う。そこで、ディスクアレイライト処理については、データライト処理と、データライト処理から遅延して行われる遅延パリティ処理に分けて説明する。

[ディスクアレイリード処理]

はじめに、ディスクアレイリード処理動作を図 1、図 2、図 3、図 6を用いて説明する。動作説明の中で、（4 0 1 ) 、（4 0 2 ) は、図 6の番号に対応する c ここで、目的データは、図 1のディスク装置 3 0 1にある D 0であるとする。図 2において、ホストシステム 1上のアプリケ一ションなどからディスクアレイリ —ド要求が発行されると、ホスト C P U 1 0 1は、ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の各プログラムを用いて、以下の処理を行う。まず、図 2の要求受信部 1 2 0力該リード要求を受け取る。要求管理部 1 2 1は、該リード要求をアドレス変換部 1 2 2に渡し、アドレス変換部 1 2 2は、目的データのデータディスクァドレスを算出する。

旧データ検索部 1 2 3は、メインメモリ 1 0 4の旧データァドレス保持部 1 1 0に、目的データのデータディスクアドレスが存在するかを調べることにより、目的データがメモリ 2 1 2内の旧データ保持手段 2 1 6にあるか検索し、デイスクアレイリード処理（R l ) ( R 2 ) のタイプ分けを行う。

該データディスクアドレス力く、旧データアドレス保持部 1 1 0に存在しないときは、ディスクアレイリード処理（R 1 ) となり、目的データを保持するのに必要なサイズのメモリを旧データ保持手段 2 1 6に確保し、そのメモリアドレスを算出すると共に、該メモリアドレスとデータディスクァドレスをまとめて同じ配列の構造体として、旧データアドレス保持部 1 1 0に保持する。

該データディスクアドレス力、'、旧データアドレス保持部 1 1 0に存在しているときは、ディスクアレイリード処理（R 2 ) となり、目的データが存在する旧デ一夕保持手段 2 1 6のメモリアドレスを算出する。

次に、アレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5は、以下のようなコマンドを生成する。

ディスクアレイリード処理（R 1 ) の場合は、目的データのデータディスクァドレスを格納したデータディスクのリードコマンドと、目的データをディスクインターフヱース制御手段 2 0 5力、ら、旧データ保持手段 2 1 6とユーザ領域 1 0 8へ一括 D MA転送するためのディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを生成し、各コマンドを M P U制御コマンドとしてまとめる。該ディスクアレイデ一タ転送手段制御コマンドは、転送長と、転送元 1であるディスクインタ一フエ一ス制御手段 2 0 5の I 0ァドレスと、転送先 1である旧データ保持手段 2 1 6のメモリアドレスと、転送先 2であるユーザ領域 1 0 8のメモリアドレスと、転送元 1と転送先 1と転送先 2が、それぞれ I 0かメモリかを指定するモード選択コマンドと、転送開始コマンドを有する。

ディスクアレイリード処理（R 2 ) の場合は、目的データを旧データ保持手段 2 1 6力、ら、ユーザ領域 1 0 8へ D M A転送するためのディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを生成し、該コマンドを MPU制御コマンドとする。該ディスクアレイデータ転送手段制御コマンドは、転送長と、転送元 1である旧データ保持手段 2 1 6のメモリアドレスと、転送先 1であるユーザ領域 1 0 8のメモリアドレスと、転送元 1と転送先 1力それぞれメモリであることを指定するモード選択コマンドと、転送開始コマンドを有する。

MPU制御部 1 2 8は、図 1のバスィンターフェース 1 0 7を介して、 MPU 2 1 0に対し該 MPU制御コマンドを発行する。該 MPU制御コマンドを受け取つた MPU2 1 0は、 MPU制御プログラム領域 2 1 4内の各プログラムを用いて、以下の処理を行う。まず、図 3の要求受信部 2 2 0カ^ MPU制御コマンドを受け取り、要求管理部 22 1に渡す。

ディスクアレイリード処理（R 1 ) の場合、ディスクインタ一フヱース制御手段制御部 2 2 3は、ディスクインターフヱ一ス制御手段 2 0 5に対し、 MPU制御コマンドのうちの目的データのリードコマンドを発行する。次に、ディスクィンターフヱ一ス制御手段 2 0 5は、目的データ力、'格納されているディスク装置 3 0 1に対して受信した該リードコマンドを発行する。ディスク装置 3 0 1は、該リードコマンドを受け取り、データをディスクインターフェース制御手段 2 0 5 に転送する。ディスクインターフヱース制御手段 2 0 5は、 MPU2 1 0に割り込み信号を発行する。

次に、ディスクアレイデータ転送手段制御部 2 2 2は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2に対し MP U制御コマンドのうちのディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを発行する。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、該コマンドを受け取り、目的データをディスクインターフェース制御手段 2 0 5から、ュ一ザ領域 1 0 8と旧データ保持手段 2 1 6に一括 DMA転送する（4 0 1 ) 。デイスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、 MPU2 1 0に割り込み信号を発行する c ここで、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2力く、ディスクアレイリード処理 (R 1 ) において、一括 DMA転送するときの動作を図 4を用いて説明する。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、ディスクアレイデータ転送手段制御コマンドによって 2方向データ転送制御手段 2 6 2の転送長レジスタ 2 6 3と、転送元 1ァドレスレジスタ 2 6 4と、転送先 1ァドレスレジスタ 2 6 7と、転送先 2ァドレスレジスタ 2 6 8と、モード選択レジスタ 2 7 0がセッ卜され、コマンドレジスタ 2 7 1に転送開始コマンドが設定されると、転送を開始する。この場合、転送元 1が 1 0、転送先 1と転送先 2がメモリである。データバッファ 2 6 1の容量が nバイトだとすると、転送単位は nバイトとなる。転送長を mバイト、転送元 1アドレスを X番地、転送先 1アドレスを y番地、転送先 2ァドレスを z番地とし、 X番地は 1 0アドレス、 y番地と z番地はメモリアドレスとし、 I 0から 2ケ所のメモリへの一括 D MA転送とする。まず、 X番地から、データ入出力手段 2 6 0を介して、データバッファ 2 6 1へ nバイ卜の転送が行われ、次にデータバッファ 2 6 1から、データ入出力手段 2 6 0を介して、 y番地へ nバイトの転送が行われ、つづいて同じ様に z番地へ nバイ卜の転送が行われ、 1つの転送単位の転送が終了する。

次の転送単位の転送の前に、転送長レジスタ 2 6 3から nを引き、転送先 1ァドレスレジスタ 2 6 7と、転送先 2ァドレスレジスタ 2 6 8に nを加える。転送元 1は、 I 0であるので、転送元 1ァドレスレジスタ 2 6 4の値は変更しない。すると、次は上記と同様な方法で、 X番地から（y + n ) 番地へ nバイ卜の転送が行われ、 X番地から（z + n ) 番地へ nバイ卜の転送が行われる。この動作を転送長レジスタ 2 6 3が 0になるまで続けることにより、 X番地から、 y番地と z番地への mバイトの一括 D M A転送が行われる。 D MA転送が終了すると、 2 方向データ転送制御手段 2 6 2は割り込み信号を発行する。

また、ディスクアレイリード処理（R 2 ) の場合、図 3のディスクアレイデ一タ転送手段制御部 2 2 2は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2に対し M P U 制御コマンドのうちのディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを発行する。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、該コマンドを受け取り、目的データを旧データ保持手段 2 1 6力、ら、ユーザ領域 1 0 8に D M A転送する（4 0 2 ) 。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、 M P U 2 1 0に割り込み信号を発行すディスクアレイデータ転送手段 2 0 2力 \ ディスクアレイリード処理（R 2 ) において、 DMA転送するときの動作を図 4を用いて説明する。

ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、ディスクアレイデータ転送手段制御コマンドによって 2方向データ転送制御手段 2 6 2の転送長レジスタ 2 6 3と、転送元 1ァドレスレジスタ 2 6 4と、転送先 1アドレスレジスタ 2 6 7と、モード選択レジスタ 2 7 0がセッ卜され、コマンドレジスタ 2 7 1に転送開始コマンドが設定されると転送を開始する。

この場合、転送元 1と転送先 1はメモリである。データバッファ 2 6 1の容量が nバイトだとすると、転送単位は nバイトとなる。転送長を mバイト、転送元 1アドレスを X番地、転送先 1アドレスを y番地とし、 X番地と y番地はメモリアドレスとし、メモリからメモリへの D MA転送とする。まず、 X番地から、デ一夕入出力手段 2 6 0を介して、データバッファ 2 6 1へ nバイ卜の転送が行われ、次にデータバッファ 2 6 1から、データ入出力手段 2 6 0を介して、 y番地へ nバイ卜の転送が行われ、 1つの転送単位の転送が終了する。

次の転送単位の転送の前に、転送長レジスタ 2 6 3から nを引き、転送元 1ァドレスレジスタ 2 6 4と、転送先 1ァドレスレジスタ 2 6 7に nを加える。すると、次は上記と同様な方法で、（x + n ) 番地から（y + n ) 番地へ nバイ卜の転送が行われる。この動作を転送長レジスタ 2 6 3が 0になるまで統けることにより、 X番地から、 y番地への mバイトの D MA転送が行われる。 D MA転送が終了すると、 2方向データ転送制御手段 2 6 2は割り込み信号を発行する。以下、ディスクアレイリード処理（R 1 ) (R 2 ) にかかわらず、同じ処理となる。目的データの転送が終了すると、図 3の要求管理部 2 2 1は、要求終了部 2 2 5に処理を移し、要求終了部 2 2 5は、図 1のホスト C P U 1 0 1に割り込み信号を出す。割り込み信号を受けたホスト C P U 1 0 1は、図 2のディスクァレイ制御プログラム領域 1 0 9内の要求管理部 1 2 1を用いて、要求終了部 1 2 6に処理を移し、要求終了部 1 2 6は、全体のリード処理を終了させる。

一般に、アプリケーションは、ファイルのデータを更新する際、データを読み出し、修正した後、書き戻すリードモディファイライトを行うことが多い。したがって、ディスクアレイリード処理時には、読み出したデータを旧データ保持手段 2 1 6に保持するので、次回のリード処理の高速化が図れると同時に、リードモディファイライト時のデータライト処理における更新データ生成処理の高速化を図ることができる。 [ディスクアレイライ卜処理]

次に、ディスクアレイライト処理におけるデータライ卜処理と遅延パリティ処理について説明する。

[データライト処理]

データライト処理（W 3 ) を例として、データライト処理動作を図 1、図 2、図 3、図 7を用いて説明する。動作説明の中で、（5 0 1 ) から（5 0 6 ) は、図 7の番号に対応する。ここで、新データは、図 1のディスク装置 3 0 1の D O に書き込まれるとする。ホストシステム 1上のアプリケーションなどからデイスクアレイライト要求が発行されると、ホスト C P U 1 0 1は、ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の各プログラムを用いて、以下の処理を行う。

まず、図 2の要求受信部 1 2 0力該ライト要求を受け取る。要求管理部 1 2 1は該ライト要求をァドレス変換部 1 2 2に渡し、ァドレス変換部 1 2 2は新デ一夕をライ卜するデータディスクァドレスと、新データに対応したパリティディスクァドレスを算出する。

旧データ検索部 1 2 3は、算出したデータディスクアドレスが、メインメモリ 1 0 4の旧データァドレス保持部 1 1 0に存在するかを調べることにより、メモリ 2 1 2内の旧データ保持手段 2 1 6に旧データがあるか検索し、データライ卜処理のタイプ分けを行う。

データライト処理（W 3 ) では、該データディスクァドレスが旧データァドレス保持部 1 1 0に存在しないので、新データを保持するのに必要なサイズのメモリを旧データ保持手段 2 1 6に確保すると共に、そのメモリアドレスとデータデイスクァドレスをまとめて同じ配列の構造体として、旧データァドレス保持部 1 1 0に保持する。

パリティ検索部 1 2 4は、算出したパリティディスクァドレス力く、メインメモリ 1 0 4のパリティアドレス保持部 1 1 1に存在するかを調べることにより、メモリ 2 1 2内のパリティ保持手段 2 1 8に旧更新データ、または、旧パリティ力くあるか検索し、データライト処理のタイプ分けを行う。

もし、該パリティディスクァドレス力くパリティアドレス保持部 1 1 1に存在しているときは、パリティディスクアドレスに付加されているフラグを元に、旧更新データか、旧パリティかを調べる。データライト処理（W 3 ) では、旧更新デ一夕が存在するパリティ保持手段 2 1 8のメモリアドレスを算出する。

次に、アレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5は、データライ卜処理 (W 3 ) では、以下のようなコマンドを生成し、これらをまとめて M P U制御コマンドとする。

旧データのデータディスクァドレスを格納したデータディスクのリ一ドコマンドと、旧データをディスクインターフヱース制御手段 2 0 5力、ら、パリティ生成作業領域 2 1 7へ DMA転送するためのディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを生成する。排他的論理和生成手段制御コマンドとしては、データバッファ初期化コマンドと、入力データカウンタレジスタ 2 4 4に設定する値として入力データ数の 3を有するものを生成する。また、新データを書き込むデ一タディスクァドレスを格納したデータディスクのライトコマンドを生成する。

また、新データをユーザ領域 1 0 8力、ら、ディスクインターフヱース制御手段 2 0 5と旧データ保持手段 2 1 6へ一括 DMA転送するためのディスクアレイデ一夕転送手段制御コマンドを生成する。また、新データを旧データ保持手段 2 1 6から排他的論理和生成手段 2 0 3へ、旧データをパリティ生成作業領域 2 1 7 から排他的論理和生成手段 2 0 3へ、旧更新データをパリティ保持手段 2 1 8から排他的論理和生成手段 2 0 3へ、新しく生成された新更新データを排他的論理和生成手段 2 0 3からパリティ保持手段 2 1 8へ、それぞれ D MA転送するための排他的論理和生成モードのディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを生成する。

アレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5は、以上のようなコマンドを生成し、これらをまとめて M P U制御コマンドとし、 M P U制御部1 2 8は、図 1 のバスインターフェース 1 0 7を介して、 M P U 2 1 0に対し該 M P U制御コマンドを発行する。

該 M P U制御コマンドを受け取った M P U 2 1 0は、 M P U制御プログラム領域 2 1 4内の各プログラムを用いて、以下の処理を行う。まず、図 3の要求受信部 2 2 0力 <、 M P U制御コマンドを受け取り、要求管理部 2 2 1に渡す。

ディスクインターフェース制御手段制御部 2 2 3は、ディスクインターフエ一ス制御手段 2 0 5に対し、 M P U制御コマンドのうちの旧データのリードコマンドを発行する。次に、ディスクインターフヱース制御手段 2 0 5は、旧データが格納されているディスク装置 3 0 1に対して受信した該リードコマンドを発行する。ディスク装置 3 0 1は、該リードコマンドを受け取り、データをディスクィンターフヱース制御手段 2 0 5に転送する。ディスクインターフヱース制御手段 2 0 5は、 M P U 2 1 0に割り込み信号を発行する。

次に、ディスクアレイデータ転送手段制御部 2 2 2は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2に対し M P U制御コマンドのうちのディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを発行する。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、該コマンドを受け取り、旧データをディスクインターフェース制御手段 2 0 5力、ら、パリティ生成作業領域 2 1 7に転送する（5 0 1 ) 。この場合、転送元 1アドレスは、ディスクインタ一フェース制御手段 2 0 5の I 0ァドレスであり、転送先 1ァドレスは、パリティ生成作業領域 2 1 7のメモリアドレスである。 M P U 2 1 0は、ディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを用いて、これらのァドレスをディスクアレイデータ転送手段 2 0 2の 2方向データ転送制御手段 2 6 2に設定し、 1 0からメモリ 1に転送が行われるようにモード選択レジスタ 2 7 0を設定し、コマンドレジスタ 2 7 1に実行コマンドを発行することで、上記の通りの転送を実施する。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、 M P U 2 1 0に割り込み信号を発行する。

次に、排他的論理和生成手段制御部 2 2 4は、排他的論理和生成手段 2 0 3に対して、コマンドを発行する。排他的論理和生成手段 2 0 3を演算可能な状態にする排他的論理和生成手段制御コマンドの構成を以下に示す。該コマンドは、排他的論理和を計算するために入力してくるデータの数と、データバッファ 2 4 1 の初期化コマンドを有する。データライト処理（W 3 ) の場合は、 3個の入力デ一夕の排他的論理和演算を行うように設定するため、入力してくるデータ数は、 3個である。

図 5の排他的論理和生成手段 2 0 3は、排他的論理和生成手段制御コマンドによって、データ入出力管理手段 2 4 3の入力データカウンタレジス夕 2 4 4にデ一夕数である 3が設定されると、データ入出力手段 2 4 0が入力モードとなり、データバッファ初期化レジスタ 2 4 5が設定されると、データバッファ 2 4 1にあるデータが 0で初期化され、データの受け入れが可能な状態になる。すべてのデータの入出力は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2によって行われる。次に、ディスクインターフェース制御手段制御部 2 2 3は、ディスクインターフヱース制御手段 2 0 5に対し新データのライトコマンドを発行する。次に、デイスクインターフヱース制御手段 2 0 5は、新データを格納するディスク装置 3 0 1に対して受信した該ライトコマンドを発行する。ディスク装置 3 0 1は、該ライトコマンドを受け取り、データを待つ状態となる。

次に、ディスクアレイデータ転送手段制御部 2 2 2は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2に対しディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを発行する。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、該コマンドを受け取り、新データをュ —ザ領域 1 0 8力、ら、ディスクインターフヱース制御手段 2 0 5と旧データ保持手段 2 1 6に一括 D MA転送する（ 5 0 2 ) 。このとき、新データは、データデイスクにライ卜される。

この場合、転送元 1アドレスは、ユーザ領域 1 0 8のメモリアドレスであり、転送先 1ァドレスは、ディスクインタ一フヱース制御手段 2 0 5の I 0ァドレスであり、転送先 2ァドレスは、旧データ保持手段 2 1 6のメモリアドレスである。

M P U 2 1 0は、ディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを用いて、これらのァドレスをディスクアレイデータ転送手段 2 0 2の 2方向データ転送制御手段 2 6 2に設定し、メモリか、 I 0とメモリに転送が行われるようにモード選択レジスタ 2 7 0を設定し、コマンドレジスタ 2 7 1 に実行コマンドを発行することで、上記の通りの転送を実施する。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、 M P U 2 1 0に割り込み信号を発行する。

ここで、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2力く、データライト処理（W 3 ) において一括 D M A転送するときの動作を図 4を用いて説明する。

まず、ディスクアレイリード処理（R 1 ) の例と同様に各レジスタが設定され、 X番地のメモリアドレスから、データバッファ 2 6 1を経て、 y番地の 1 0アドレスと z番地のメモリアドレスに nバイトずつ転送され、 1つの転送単位の転送が終了する。次の転送単位の転送の前に、転送長レジスタ 2 6 3から nを引き、転送元 1ァドレスレジスタ 2 6 4と、転送先 2ァドレスレジスタ 2 6 8に nを加える。転送先 1は I 0であるので、転送先 1了ドレスレジスタ 2 6 7の値は変更しない。すると、次は上記と同様な方法で、（x + n ) 番地から y番地へ nバイ卜の転送が行われ、（x + n ) 番地から（z + n ) 番地へ nバイ卜の転送が行われる。この動作を転送長レジスタ 2 6 3が 0になるまで続けることにより、 X番地から y番地と z番地への mバイ卜の一括 D MA転送が行われる。 D M A転送が終了すると 2方向データ転送制御手段 2 6 2は割り込み信号を発行する。

次に、ディスクアレイデータ転送手段制御部 2 2 2は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2に対し排他的論理和生成モードのディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを発行する。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、該コマンドを受け取り、新データを旧データ保持手段 2 1 6から排他的論理和生成手段 2 0 3へ（ 5 0 3 ) 、旧データをパリティ生成作業領域 2 1 7から排他的論理和生成手段 2 0 3へ（5 0 4 ) 、旧更新データをパリティ保持手段 2 1 8から排他的論理和生成手段 2 0 3へ（5 0 5 ) それぞれ転送する。次に、排他的論理和生成手段 2 0 3によって新しく生成された新更新データを排他的論理和生成手段 2 0 3 からパリティ保持手段 2 1 8へ転送する（ 5 0 6 ) 。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2の動作手順に従って、それぞれのデータ転送は行われる。

次に、排他的論理和生成モードについて説明する。該モードは、いくつかの D M A転送を組み合わせたもので、転送元 1と転送元 2と転送元 3から排他的論理和生成手段 2 0 3への D MA転送と、排他的論理和生成手段 2 0 3から転送先 1 への D MA転送からなる。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、ディスクァレイデータ転送手段制御コマンドによって 2方向データ転送制御手段 2 6 2の転送長レジスタ 2 6 3と、転送元 1ァドレスレジスタ 2 6 4と、転送元 2ァドレスレジスタ 2 6 5と、転送元 3ァドレスレジスタ 2 6 6と、転送先 1ァドレスレジスタ 2 6 7と、転送先 2ァドレスレジスタ 2 6 8と、排他的論理和生成手段ァドレスレジスタ 2 6 9と、モ一ド選択レジスタ 2 7 0がセットされ、コマンドレジス夕 2 7 1に転送開始コマンドが設定されると転送を開始する。該モードの特徴は、一つ一つの D M A転送に対して割り込みをかけずに、排他的論理和生成手段 2 0 3から転送先 1への D M A転送が終了した段階で割り込み信号を発行することにある。転送元が、 3ケ所であることは、モード選択レジスタ 2 7 0に設定する。

ここで、図 5を用いて、排他的論理和生成手段 2 0 3の動作を説明する。排他的論理和生成手段 2 0 3は、データ入出力手段 2 4 0から入力してきたデ一夕とデータバッファ 2 4 1にあるデータを排他的論理和演算手段 2 4 2に人れ、これら 2つのデータの排他的論理和を算出した後、結果をデータバッファ 2 4 1に入れるように動作する。

はじめに、 0で初期化されているデータバッファ 2 4 1にあるデータと、 1番目に入力してきたデータ 1で排他的論理和をとり、結果をデータバッファ 2 4 1 に入れる。このとき、データバッファ 2 4 1には、データ 1があることになる。次に、 2番目に入力してきたデータ 2とデータバッファ 2 4 1のデータ 1で排他的論理和をとり、結果をデータバッファ 2 4 1に入れる。このとき、データバッファ 2 4 1には、データ 1とデータ 2の排他的論理和があることになる。同様に、 3番目のデータ 3が入力してきた場合は、データ 3とデータバッファ 2 4 1のデ —夕で排他的論理和をとり、結果をデータバッファ 2 4 1に入れる。このとき、データバッファ 2 4 1には、データ 1とデータ 2とデータ 3の排他的論理和があることになる。また、データが入力されるごとに入力データカウンタレジスタ 2 4 4がインクリメントされ、入力データカウンタレジスタ 2 4 4が 0になると、データ入出力手段 2 4 0が出力モードとなり、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2によって、演算結果がデータバッファ 2 4 1から出力される。

動作説明に戻り、図 3の要求管理部 2 2 1は、新データの書き込みが終了したディスクインタフェース制御手段 2 0 5と、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2力、ら、割り込み信号を受け取ると、要求終了部 2 2 5に処理を移し、要求終了部 2 2 5は、ホスト C P U 1 0 1に割り込み信号を出す。

割り込み信号を受けたホスト C P U 1 0 1は、図 2のディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の要求管理部 1 2 1を用いて、要求終了部 1 2 6に処理を移し、要求終了部 1 2 6は、全体のデータライ卜処理を終了させる。

データライト処理（W 3 ) と他のデータライト処理の違いを以下に示す。データライト処理（W 5 ) は、データライト処理（W 3 ) の旧更新データを旧パリティに、新しく生成された新データを新パリティに置き換えたものである。また、図 7において、（ 5 0 5 ) で旧パリティが転送され、（ 5 0 6 ) で新パリティが転送される。また、ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内のパリティ検索部 1 2 4は、パリティアドレス保持部 1 1 1に格納されているパリティデイスクァドレスに付加されているフラグをパリティディスクに書き込まれているものと違う旧パリティであることを表すようにする。

データライト処理（W 1 ) は、データライト処理（W 3 ) において旧更新デー夕を用いないで、新更新データを生成する処理であり、新パリティ生成に関する動作がデータライト処理（W 3 ) と異なる。また、データとの整合性がとれていないパリティのパリティディスクァドレスを記録する処理を行う。

ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の処理において、パリティ検索部 1 2 4は、算出したパリティディスクァドレス力く、メインメモリ 1 0 4のパリティァドレス保持部 1 1 1に存在するかを調べることにより、メモリ 2 1 2内のパリティ保持手段 2 1 8に旧更新データ、または、旧パリティがあるか検索する。データライ卜処理（W 1 ) の場合、該パリティディスクァドレス力くパリティアドレス保持部 1 1 1に存在しないので、新更新データを保持するのに必要なサイズのメモリをパリティ保持手段 2 1 8に確保すると共に、該メモリアドレスとパリティディスクァドレスと、データライト処理後にパリティ保持手段 2 1 8に格納されるのが新更新データであることを表すフラグをまとめて同じ構造体として、ノ、'リティアドレス保持部 1 1 1に保持する。また、該パリティディスクアドレスを未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0に保持する。

排他的論理和生成手段制御コマンドは、入力してくるデータ数を 2とする。デイスクアレイデータ転送手段制御コマンドは、排他的論理和生成モードで、転送元が 2ケ所であることをモード選択レジスタ 2 7 0に設定するものである。図 7 における（ 5 0 5 ) の転送は行わない。

データライト処理（W 2 ) 、（W 4 ) 、（W 6 ) は、それぞれ、データライ卜処理（W l ) 、（W 3 ) 、（W 5 ) から旧データリードに係わる処理を行わないようにしたものである。また、旧データが旧データ保持手段 2 1 6にあるので、まず、新データをパリティ生成作業領域 2 1 7に転送し、排他的論理和生成が終了した段階で、新データを旧データ保持手段 2 1 6に保持する。

ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の処理において、旧データ検索部 1 2 3は、算出したデータディスクァドレス力 \ メインメモリ 1 0 4の旧データアドレス保持部 1 1 0に存在するかを調べることにより、メモリ 2 1 2内の旧デ一夕保持手段 2 1 6に旧データがあるか検索する。データライ卜処理（W 2 ) 、 (W 4 ) 、 (W 6 ) では、該データディスクアドレスが旧データアドレス保持部 1 1 0に存在しているので、旧データ力《存在する旧データ保持手段 2 1 6のメモリアドレスを算出する。また、新データを保持するのに必要なサイズのメモリをパリティ生成作業領域 2 1 4に確保すると共に、そのメモリアドレスを算出する。その後、排他的論理和生成が終了した段階で新データが格納されているパリティ生成作業領域 2 1 7のメモリアドレスと、データディスクアドレスをまとめて同じ配列の構造体とし、旧データアドレス保持部 1 1 0に保持する。このように、旧データアドレス保持部 1 1 0内のメモリアドレスを書き換えることで、ノ、 'リティ生成作業領域 2 1 7に保持された新データは、旧データ保持手段 2 1 6にあることになる。つまり、図 7における（5 0 1 ) の転送は行わず、旧データ保持手段 2 1 6とパリティ生成作業領域 2 1 7が入れ替わった状態となる。

本実施例のデータライト処理においては、未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0に書き込まれたパリティディスクァドレスにより、どのディスク装置のどの論理ブロックのパリティに変更が必要であるかが記録される。また、旧データ保持手段 2 1 6に保持された新データは、次回のデータライト処理における旧データとなり、排他的論理和生成手段 2 0 3による新更新データの生成処理と新パリティの生成処理を高速化できる。さらに、リードモデフアイライト処理においては、リード処理時に読み出したデータが旧データ保持手段 2 1 6に保持されているので、変更したデータのデータライト処理を行う際に、あらためて旧データを読み出す必要がなく、ディスク装置に対する処理を 1回削減できる。

[遅延パリティ処理]

ディスクアレイシステムでは、信頼性を向上させるために、パリティデータを生成する必要がある。本発明のディスクアレイシステムでは、データライト処理時に新パリティの書き込み処理を行っていないため、遅延パリティ処理が必要である。遅延パリティ処理は、アプリケーションなどから発行されるデータライト処理命令とは非同期に行われる処理である。遅延パリティ処理を図 1、図 2、図 3、図 8を用いて説明する。動作説明の中で、（6 0 1 ) から（6 0 5 ) は、図 8の番号に対応する。ここで、新パリティは、図 1のディスク装置 3 0 5の Pに書き込まれるとする。

ホスト C P U 1 0 1は、ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の各プログラムを用いて、以下の処理を行う。まず、図 2の遅延パリティ処理判定部 1 2 7力 \ 遅延パリティ処理を行うべきであると判断すると、要求管理部 1 2 1に処理を渡す。遅延パリティ処理が開始されるタイミングとして、例えば、ドライブに対するアクセス頻度が低いときや、パリティ保持手段 2 1 8が旧更新データで一杯になったときなどが考えられる。

要求管理部 1 2 1は、パリティ検索部 1 2 4に処理を渡し、パリティ検索部 1 2 4は、メインメモリ 1 0 4のパリティアドレス保持部 1 1 1にパリティディスクアドレスが存在するかを検索し、存在したときは付加されているフラグを調べる o

リティアドレス保持部 1 1 1に何もないか、もしくは、パリティディスクにあるパリティと同一のパリティディスクァドレスのみ力、'存在する場合は、要求管理部 1 2 1に処理を渡し、要求終了部 1 2 6が遅延パリティ処理を終了させる。また、ティアドレス保持部 1 1 1に、旧更新データのパリティディスクァドレス、または、パリティディスクに書き込まれているものと異なる旧パリティのパリティディスクアドレスが存在する場合は、対応するパリティ保持手段 2 1 8のメモリアドレスを算出し、遅延パリティ処理後にパリティ保持手段 2 1 8に格納されるのが、パリティディスクに書き込まれているものと同じ旧パリティであることを表すようにフラグを書き直す。

次に、アレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5は以下のようなコマンドを生成し、これらをまとめて M P U制御コマンドとする。なお、ディスクアレイデータ転送手段制御コマンドと排他的論理和生成手段制御コマンドは、前述したような構成となっている。遅延パリティ処理（p i ) の場合、旧パリティのパリティディスクアドレスを格納したパリティディスクのリードコマンドと、旧パリティをディスクインターフヱース制御手段 2 0 9力、ら、パリティ生成作業領域 2 1 7へ D MA転送するためのディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを生成する。排他的論理和生成手段制御コマンドとしては、データバッファ初期化コマンドと、入力データカウンタレジスタ 2 4 4に設定する値として、入力データ数の 2を設定する。

また、旧更新データをパリティ保持手段 2 1 8から排他的論理和生成手段 2 0 3へ、旧パリティをパリティ生成作業領域 2 1 7から排他的論理和生成手段 2 0 3へ、新しく生成された新パリティを排他的論理和生成手段 2 0 3からパリティ保持手段 2 1 8へ D M A転送するための排他的論理和生成モードのディスクァレィデータ転送手段制御コマンドを生成する。

また、新パリティのパリティディスクァドレスを格納したパリティディスクのライトコマンドを生成する。また、新パリティをパリティ保持手段 2 1 8から、ディスクインターフヱース制御手段 2 0 9へ DMA転送するためのディスクァレィデータ転送手段制御コマンドを生成する。

遅延パリティ処理（P 2 ) の場合、新パリティのパリティディスクアドレスを格納したパリティディスクのライトコマンドを生成する。また、新パリティをパリティ保持手段 2 1 8からディスクインターフヱース制御手段 2 0 9へ D MA転送するためのディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを生成する。

アレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5は、以上のようなコマンドを生成し、これらをまとめて M P U制御コマンドとし、 M P U制御部 1 2 8は、図 1 のバスィンターフヱ一ス 1 0 7を介して、 M P U 2 1 0に対し該 M P U制御コマンドを発行する。

該 M P U制御コマンドを受け取った M P U 2 1 0は、 M P U制御プログラム領域 2 1 4内の各プログラムを用いて、以下の処理を行う。まず、図 3の要求受信部 2 2 0力 M P U制御コマンドを受け取り、要求管理部 2 2 1に渡す。

まず、遅延パリティ処理（P 1 ) の場合、ディスクインターフェース制御手段制御部 2 2 3は、ディスクインターフェース制御手段 2 0 9に対し、 M P U制御コマンドのうちの旧パリティのリードコマンドを発行する。次に、ディスクインターフヱース制御手段 2 0 9は、旧パリティが格納されているディスク装置 3 0 5に対して受信した該リードコマンドを発行する。ディスク装置 3 0 5は、該リードコマンドを受け取り、旧パリティをディスクインタ一フェース制御手段 2 0 9に転送する。ディスクインタ一フェース制御手段 2 0 9は、 M P U 2 1 0に割り込み信号を発行する。

次に、ディスクアレイデータ転送手段制御部 2 2 2は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2に対し M P U制御コマンドのうちのディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを発行する。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、該コマンドを受け取り、旧パリティをディスクインターフヱース制御手段 2 0 9から、リティ生成作業領域 2 1 7に転送する（6 0 1 ) 。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、 M P U 2 1 0に割り込み信号を発行する。

次に、排他的論理和生成手段制御部 2 2 4は、排他的論理和生成手段 2 0 3に対して、コマンドを発行し、該コマンドを受け取った排他的論理和生成手段 2 0 3はデータバッファ 2 4 1が初期化され、指定された数のデータを受け入れられるように設定される。この場合、 2個の入力データの排他的論理和演算を行うように設定される。

ディスクインターフヱ一ス制御手段制御部 2 2 3は、ディスクインターフエ一ス制御手段 2 0 9に対し新パリティのライトコマンドを発行する。次に、デイスクインターフェ一ス制御手段 2 0 9は、新パリティを格納するディスク装置 3 0 5に対して受信した該ライトコマンドを発行する。ディスク装置 3 0 5は、該ライトコマンドを受け取り、データを待つ状態となる。

次に、ディスクアレイデータ転送手段制御部 2 2 2は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2に対し排他的論理和生成モードのディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを発行する。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、該コマンドを受け取り、旧パリティをパリティ生成作業領域 2 1 7から排他的論理和生成手段 2 0 3へ（6 0 2 ) 、旧更新データをパリティ保持手段 2 1 8から排他的論理和生成手段 2 0 3へ（6 0 3 ) 、排他的論理和生成手段 2 0 3によって新しく生成された新パリティを排他的論理和生成手段 2 0 3からパリティ保持手段 2 1 8 に転送する（ 6 0 4 ) 。さらに、新パリティをパリティ保持手段 2 1 8からディスクインターフヱース制御手段 2 0 9に転送する（6 0 5 ) 。このとき、新パリティは、パリティディスクにライ卜される。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2の動作手順に従って、それぞれのデータ転送は行われる。

次に、遅延パリティ処理（P 2 ) の場合、ディスクインターフヱース制御手段制御部 2 2 3は、ディスクインターフユース制御手段 2 0 9に対し新パリティのライトコマンドを発行する。次に、ディスクインターフェース制御手段 2 0 9は、新パリティを格納するディスク装置 3 0 5に対して受信した該ライトコマンドを発行する。ディスク装置 3 0 5は、該ライトコマンドを受け取り、データを待つ状態となる。

ディスクアレイデータ転送手段制御部 2 2 2は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2に対しディスクアレイデータ転送手段制御コマンドを発行する。デイスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、該コマンドを受け取り、新パリティをパリティ保持手段 2 1 8からディスクインターフヱース制御手段 2 0 9に転送する（6 0 5 ) 。このとき、新パリティは、ノ、。リティディスクにライ卜される。

以下、遅延パリティ処理（P I ) ( P 2 ) にかかわらず、同じ処理となる。図 3の要求管理部 2 2 1は、新パリティの書き込み力、'終了したディスクインタフヱース制御手段 2 0 9と、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2力、ら、割り込み信号を受け取ると、未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0にある遅延パリティ処理が行われたパリティディスクァドレスを消去した後、要求終了部 2 2 5に処理を移し、要求終了部 2 2 5は、ホスト C P U 1 0 1に割り込み信号を出す。

割り込み信号を受けたホスト C P U 1 0 1は、図 2のディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の要求管理部 1 2 1を用いて、要求終了部 1 2 6に処理を移し、要求終了部 1 2 6は、全体の遅延パリティ処理を終了させる。

ここで、本実施例の未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0の効果について説明する。ディスクアレイシステムでは、信頼性を保っために、パリティデータを生成し、保持しなければならない。し力、し、本実施例のディスクアレイシステムでは、新データ書き込み時には新パリティをパリティディスクに書き込まず、その後、非同期に遅延パリティ処理を行う。し力、し、遅延パリティ処理を行う前に、停電などの事態が発生すると、データとパリティの整合性が保てなくなる。そこで、未記録パリティアドレス保持手段 250に、未処理のパリティディスクァドレスを登録しておくことで、停電などでパリティ保持手段 21 8から旧更新デー夕、または、パリティがなくなっても、次回起動時には、どのディスク装置のどの論理アドレスのパリティを生成すべきかが分かる。パリティは、ディスク装置に記録されているデータに排他的論理和演算を施すことで生成できる。

次に、本実施例の効果について説明する。本発明においては、ディスクアレイライト処理を、データライト処理と遅延パリティ処理に分割し、新データをライ卜する際に必要なディスクアクセス数を削減する。さらに、新データ、新更新デ —タ、新パリティを一時保持しておく手段を設け、旧データと旧パリティをリ一ドするディスクアクセス数を削減する。以上の方法により、ディスクアレイリード 'ライト処理性能を向上させる。また、メモリ間コピーと排他的論理和演算には、 CPUを用いないので、 CPUにかかる負荷を削減することができる。

はじめに、ディスクアレイリード 'ライト処理性能について考える。ここで、

1回のディスクアクセスに 1 5 (ms e c) かかるとし、ディスク装置 5台で、システム全体のオーバーへッドを 28 (%) とすると、 1秒当たり 240回のデイスクアクセスができる。

まず、従来のソフトウェア RA I Dのディスクアクセス回数は、ディスクァレィリード処理時は 1回、ディスクアレイライト処理時は 4回である。したがって、リード率 50 (%) の時、ディスクアレイリード ·ライト処理を 1回ずつ行うためには、 5回のディスクアクセスが必要となり、 1秒当たりの各処理は、 48 (I OPS) ずっとなり、処理性能は、 96 (I OPS) となる。なお、リード率 50 {%) とは、ディスクアレイリード 'ライト処理の割合が、単位時間当たり 50 (%) ずつであることを表し、 I OPSは、 1秒当たりの I 0処理数を表す単位である。

次に、本実施例において、データライト処理時の旧データ保持手段のヒット率を 85 {%) とすると、ディスクアクセス回数は、ディスクアレイリ一ド処理時においては 1回、データライト処理時においては、旧データヒッ卜時 1回、旧デ一夕ミス時 2回となって、平均し 1 5回となる。なお、保持手段に読み出したいデータがある場合をヒット、ない場合をミスと呼ぶ。したがって、リード率 5 0 (%) の時、ディスクアレイリード処理とデータライト処理を 1回ずつ行うためには、 2. 1 5回のディスクアクセスが必要となり、 1秒当たりの各処理は、 1 1 2 (I OPS) ずっとなり、合計 2 2 4 (I OPS) となる。

し力、し、データライト処理時のパリティ保持手段のヒット率を 8 5 (%) とすると、データライ卜処理 1 1 2 (I OPS) のうち 1 5 (%) の 1 6. 8 (10 PS) は、パリティ保持手段に旧更新データを蓄積させていく処理となる。パリティ保持手段の容量が一杯になると遅延パリティ処理を行う必要があり、パリティ保持手段のパリティをパリティディスクに書き込む処理は、 2 40 ( I 0P S) である。したがって、データライト処理に対して、パリティディスクの書き込みに関する 7 (%) のオーバーへッドが生じ、本実施例の処理性能は、 20 9 (I OPS) となる。よって、. リード率 5 0 (%) において、本実施例は、従来のソフトゥヱァ RA I Dの 2. 1 8倍の処理性能を有する。

また、 CPUにかかる負荷について考える。ここで、メモリからデータを出し入れするスピードは、 4 (KBy t e) 、 8バースト転送に、 3 3 (MHz) で 1 0クロックかかるとすると、 1 0 7 (MB y t e/s e c) となり、オーバーへッドを約 2倍と考えると、メモリからデータを出し入れするスピ一ドは 5 0 (MB y t e/s e c) となる。

まず、ソフトゥヱァ RA I Dについて、 CPUの負荷率を考える。ディスクァレイライト処理の排他的論理和演算では、メモリからのデータの出し入れは 4回行われ、システム全体のオーバーヘッドを約 2倍と考えると、 4 (KBy t e) の排他的論理和演算には、 6 4 0 ( s e e) かかる。 RA I Dの管理に 1 0 0 0 ( s e c) かかるとすると、 4 (KBy t e) の 1 (10) にかかる処理時間は、ディスクアレイリード処理で 1 00 0 (// s e c) 、ディスクアレイライト処理で 1 6 4 0 (// s e c) となり、平均で、 1 3 2 0 ( s e c) となる。したがって、 1 ( I 0) 当たりにかかる CPU処理の割合は、 0. 1 3 2 (%) となる。

次に、本実施例のように、メモリ間コピーをディスクアレイデータ転送手段で、排他的論理和演算を排他的論理和生成手段で行う場合を考えると、 CPUにかかる負荷は、 RA I Dの管理だけとなるので、 4 (KBy t e) の 1 ( 10) にかかる処理時間は、ディスクアレイリード ·ライト処理ともに 1 000 ( S e c) となる。したがって、 1 ( 10) 当たりにかかる CPU処理の割合は、 0. 1 00 (%) となる。

ディスクアレイリード 'ライト処理性能と CPU負荷率について考えると、リ一ド率 50 (%) のとき、ソフトウヱァ RA I Dでは 96 ( I OP S) 、本実施例では 209 (I OPS) の処理性能であることから、このときの 1秒当たりの CPU負荷率は、ソフトウェア RA I Dは、 96 ( I OPS) x 0. 1 32 (%) = 1 2. 7 (%) 、本実施例は 209 ( I OP S) x 0. 1 00 (%) = 20. 9 (%) となる。

以上をまとめると、リード率 50 (%) のとき、本実施例は、従来のソフトウエア RA I Dに対し、約 8. 2 (%) の CPU負荷率の上昇で、 10性能が 2. 2倍向上し、低 CPU負荷率で高性能化を実現できる。

本発明の実施例 2の説明をする。

システム構成は図 1と同じであり、実施例 1との違いは、ディスクアレイデ一タ転送手段 202の構成および動作の違いと、ディスクインターフヱース制御手段 205〜209の構成および動作の違いにある。

図 9に実施例 2のディスクアレイデータ転送手段 202の構成を示す。デイスクアレイデータ転送手段 202は、データ入出力手段 274と、データバッファ 275と、 1方向データ転送制御手段 276で構成している。 1方向データ転送制御手段 276は、転送するデータ長をバイト単位で指定する転送長レジスタ 2 77と、データの転送元の I 0アドレス、または、メモリアドレスを格納する転送元ァドレスレジスタ 278と、データの転送先の I 0ァドレス、または、メモリアドレスを格納する転送先アドレスレジスタ 279と、転送元と転送先は、それぞれ 10かメモリかを指定するモード選択レジスタ 280と、転送開始コマンドを受け取るコマンドレジスタ 28 1を有する。

また、ディスクインターフヱース制御手段 205 ~ 209は、 DMA転送機能を有し、ディスクインタ一フヱ一ス制御手段と各メモリの間の DMA転送を行う _c ディスクインターフェース制御手段 205〜209に送られるリードコマンドと、ライトコマンドには、 DMA転送のためのデータの転送長、データの転送元、または、転送先のメモリアドレスも併せて格納しておく。

実施例 2のディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、実施例 1と違い、転送先ァドレスを格納するレジスタを 1つだけ持ち、 1回の D MA転送での転送先は 1 力、所だけである。そこで、実施例 1の一括 D MA転送で同時に行われていた 2つの D MA転送を、ディスクインターフェース制御手段 2 0 5〜2 0 9と、デイスクアレイデータ転送手段 2 0 2で行う。ディスクインターフェース制御手段 2 0 5〜2 0 9と、ユーザ領域 1 0 8の間の D MA転送は、ディスクインターフエ一ス制御手段 2 0 5〜 2 0 9が行う。

図 9を用いて、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2の動作を説明する。実施例 2において、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、 1 ケ所の転送元から 1 ケ所の転送先へ、転送長バイト数の D MA転送を行う。

まず、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2を起動するディスクアレイデータ転送手段制御コマンドの構成を以下に示す。該コマンドは、転送長と、転送元ァドレスと、転送先アドレスと、転送元と転送先が、それぞれ I 0かメモリかを指定するモード選択コマンドと、転送開始コマンドを有する。

次に、 D M A転送する方法を以下に示す。ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、ディスクアレイデータ転送手段制御コマンドによって 1方向データ転送制御手段 2 7 6の転送長レジスタ 2 7 7と、転送元ァドレスレジスタ 2 7 8と、転送先ァドレスレジスタ 2 7 9と、モード選択レジスタ 2 8 0がセットされ、コマンドレジスタ 2 8 1に転送開始コマンドが設定されると、転送を開始する。転送元が 1 0、転送先がメモリである場合の D M A転送の例を、以下に示す。実施例 2において、 I 0は排他的論理和生成手段 2 0 3である。データバッファ 2 7 5の容量が nバイトだとすると、転送単位は nバイトとなる。転送長を mバィト、転送元ァドレスを X番地、転送先ァドレスを y番地とし、 X番地は I 0ァドレス、 y番地はメモリアドレスとし、 I 0からメモリへの D MA転送とする。まず、 X番地から、データ入出力手段 2 7 4を介して、データバッファ 2 7 5へ nバイ卜の転送が行われ、次にデータバッファ 2 7 5から、データ入出力手段 2 7 4を介して、 y番地へ nバイトの転送が行われ、 1つの転送単位の転送が終了する。次の転送単位の転送の前に、転送長レジスタ 2 7 7から nを引き、転送先アドレスレジスタ 2 7 9に nを加える。すると、次は上記と同様な方法で、 X番地から（y + n ) 番地へ nバイ卜の転送が行われる。この動作を転送長レジスタ 2 7 7が 0になるまで続けることにより、 X番地から、 y番地への mバイトの DMA 転送が行われる。 DMA転送が終了すると、 1方向データ転送制御手段 2 7 6は割り込み信号を発行し処理を終了する。

また、転送元がメモリ、転送先が I 0の場合も上記と同様な D MA転送が可能である。この場合、 1つの転送単位 nバイトの転送を行った後、さらに nバイト転送するときに、転送元がメモリアドレスなので、メモリアドレスが格納されているレジスタに nを加え、転送先が I 0アドレスなので、 I Oアドレスが格納されているレジスタには nを加えずに同じ値を用いる。これらの動作は、各レジス夕に格納されているアドレスが、 1 0アドレス力、、メモリアドレスかをモード選択レジスタ 2 8 0に設定することで 1方向データ転送制御手段 2 7 6が制御する。

ここで、実施例 2のディスクアレイシステムでのディスクアレイリード処理と、ディスクアレイライト処理における実施例 1との違いを示す。

[ディスクアレイリード処理]

実施例 2のディスクアレイリード処理のタイプ分けは、実施例 1と同じであるが動作が違う。実施例 1からの変更点を以下に示す。ディスクアレイリード処理 (R 1 ) においては、目的データである旧データをディスクからリードしてユーザ領域 1 0 8に転送し、さらに、旧データをユーザ領域 1 0 8から一時保持手段に転送する処理を行う。旧データをディスクからユーザ領域 1 0 8に転送する処理は、ディスクインターフヱース制御手段が行う。ディスクアレイリード処理 (R 2 ) は、実施例 1と同様である。

[ディスクアレイライト処理]

[データライト処理]

実施例 2のデータライト処理のタイプ分けは、実施例 1と同じであるが動作が違う。実施例 1からの変更点を以下に示す。すべてのデータライト処理において、新データをユーザ領域 1 0 8から、データディスクと一時保持手段に転送する処理を、新データをユーザ領域 1 0 8からデータディスクに転送する処理と、新デ —タをユーザ領域 1 0 8から一時保持手段に転送する処理に分けて行う。新データをユーザ領域 1 0 8からデータディスクに転送する処理は、ディスクインターフェース制御手段が行う。また、データライト処理（W l ) (W 3 ) (W 5 ) においては、旧データを一時保持手段に転送する処理は、ディスクインターフエ一ス制御手段が行う。

実施例 2のディスクアレイデータ転送手段 2 0 2には、排他的論理和生成モードがないので、一時保持手段と排他的論理和生成手段 2 0 3の間のデータ転送は、 1回ごとに分けて行う。

[遅延パリティ処理]

実施例 2の遅延パリティ処理のタイプ分けは、実施例 1と同じであるが動作が違う。実施例 1からの変更点を以下に示す。旧パリティを一時保持手段に転送する処理と、新パリティをパリティディスクに転送する処理は、ディスクインターフェース制御手段が行う。

実施例 2のような構成にすると、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2の構造を簡単にすることができ、コストの削減が図れると共に、ディスクインタ一フヱース制御手段 2 0 5〜2 0 9に係わる D M A転送をディスクインタ一フヱース制御手段で行い、メモリ間コピーに係わる DMA転送をディスクアレイデータ転送手段 2 0 2で行うことで、 D M A転送の効率を上げることができる。

ここで、本発明の第 3の実施例を図 1 0のシステム構成を用いて説明する。図 1 0において、 1はホストシステム、 2はアレイ制御補助手段、 3はデイスク装置群である。

ホストシステム 1は、ホスト C P U 1 0 1 と、キャッシュ 1 0 2と、ローカルバス · システムバス間ブリッジ 1 0 3と、メインメモリ 1 0 4と、バスインターフェース 1 0 7で構成している。ホスト C P U 1 0 1と、キヤッシュ 1 0 2と、ローカルバス · システムバス間ブリッジ 1 0 3はローカルバス 1 0 5により接続する。ローカルバス ' システムバス間ブリッジ 1 0 3 と、バスインターフェース 1 0 7は、システムバス 1 0 6に接続する。

メインメモリ 1 0 4は、ユーザ領域 1 0 8と、ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9と、旧データァドレス保持部 1 1 0と、パリティアドレス保持部 1 1 1と、旧データ保持手段 1 1 2と、パリティ生成作業領域 1 1 3と、パリティ保持手段 1 1 4と、多数送られてくるコマンドをキューイングしておくコマンド格納領域 1 1 5を有する。

ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9は、図 1 1に示すように、要求受信部 1 2 0と、要求管理部 1 2 1 と、ァドレス変換部 1 2 2と、旧データ検索部 1 2 3と、パリティ検索部 1 2 4と、アレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5と、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4にコマンドを発行するディスクアレイデータ転送生成手段制御部 1 3 3と、ディスクインターフェース制御手段制御部 1 3 1と、要求終了部 1 2 6と、遅延パリティ処理判定部 1 2 7で構成している。

図 1 0に戻り、アレイ制御補助手段 2は、バスインタ一フヱ一ス 2 0 1 と、デ一夕転送と排他的論理和の生成を行うディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4 と、 D MA転送機能を有する 5つのディスクインタ一フヱ一ス制御手段 2 0 5〜 2 0 9と、バッテリーバックアツプされた未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0で構成し、それぞれをアレイ制御補助手段内部バス 2 0 4で接続する。バスィンタ一フェース 2 0 1はホストシステム 1のバスィンターフェース 1 0 7と接続する。アレイ制御補助手段 2のディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4を 1つのチップとして構成すれば、更新データ及び新パリティの生成処理と、データ転送処理の間に同一デー夕を扱う場合にメインメモリ上のノ、°リティ生成用領域から 2度にわたり同じデータを転送する必要がないため、ホストシステムのシステムバスとディスクインタ一フヱース制御手段とを接続するバスもしくはシステムバス若しくは前記メインメモリのトラフィックを低減でき、処理の高速化を図れる c ディスク装置群 3は、本実施例においては 5台のディスク装置 3 0 1〜3 0 5 により構成している。各ディスク装置 3 0 1〜3 0 5はアレイ制御補助手段 2の 5つのディスクインターフヱース制御手段 2 0 5〜2 0 9とそれぞれケ一ブルにより接続する。未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0と、メインメモリ 1 0 4内の旧データ保持手段 1 1 2、旧データアドレス保持部 1 1 0、パリティ保持手段 1 1 4、パリティアドレス保持部 1 1 1の構成は、実施例 1の図 1の旧データ保持手段 2 1 6、旧データァドレス保持部 1 1 0、パリティ保持手段 2 1 8、パリティアドレス保持部 1 1 1と未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0とそれぞれ同じである。ここで、アレイ制御補助手段 2のディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4の構成例を図 1 2を用いて説明する。

ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、データ入出力手段 2 8 3と、デ一夕 1バッファ 2 8 4と、データ 2バッファ 2 8 5と、データ転送生成管理手段 2 8 6と、排他的論理和演算を行う排他的論理和演算手段 2 8 7で構成している。データ転送生成管理手段 2 8 6は、転送するデータ長をバイト単位で指定する転送長レジスタ 2 8 8と、データの転送元のメモリアドレスを格納するレジスタとして、転送元 1アドレスレジスタ 2 8 9と、転送元 2ァドレスレジスタ 2 9 0 と、転送元 3ァドレスレジスタ 2 9 1を有し、データの転送先のメモリアドレスを格納するレジスタとして、転送先 1ァドレスレジスタ 2 9 2と、転送先 2ァドレスレジスタ 2 9 3を有し、さらに、どのようなデータ転送と排他的論理和生成を行うかを指定するモ一ド選択レジスタ 2 9 4と、転送開始コマンドを受け取るコマンドレジスタ 2 9 5と、データ入出力手段 2 8 3の入出力モードを指定する入出力モードレジスタ 2 9 6と、データ 1 ノくッファ 2 8 4とデータ 2バッファ 2 8 5の初期化を行うデータバッファ初期化レジスタ 2 9 7を有する。実施例 3において、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、ディスクアレイリード処理モード、データライト処理モード、遅延パリティ処理モードのいずれかで動作する。

実施例 1の図 1との主な違いは、パリティ生成に必要な一時保持手段をメインメモリ 1 0 4に置いたことと、データ転送とパリティ生成の 2つの動作を行うデイスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4をアレイ制御補助手段 2に置いたことと、アレイ制御補助手段 2の制御を M P U 2 1 0ではなく、ホスト C P U 1 0 1で行うことである。ここで、旧データ保持手段 1 1 2とパリティ生成作業領域 1 1 3 とパリティ保持手段 1 1 4をまとめて一時保持手段と呼ぶこととする。また、デイスクインターフェース制御手段 2 0 5〜2 0 9と、メインメモリ 1 0 4間の D MA転送は、ディスクインターフェース制御手段 2 0 5〜2 0 9が行い、その他の D MA転送は、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4力く行う。

実施例 3のディスクアレイライト処理は、実施例 1同様にデータライト処理と遅延パリティ処理から成る。

データライ卜処理は、一時保持手段が何を格納しているかにより、以下の 6つのタイプに分類できる。

(W 1 ) 一時保持手段に何もない場合。

旧データをデータディスクからリードして一時保持手段に転送する処理と、新データをユーザ領域 1 0 8からディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に転送する処理と、一時保持手段に転送された旧データをディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に転送する処理と、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4において新データと旧データから新更新データを生成する処理と、ディスクアレイデ一夕転送生成手段 2 5 4にある新データを一時保持手段に転送する処理と、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4にある新更新データを一時保持手段に転送する処理と、新データをユーザ領域 1 0 8からデータディスクに転送する処理を行う。新更新データの生成には式 2を用いる。

(W 2 ) 一時保持手段に、旧データがある場合。

(W 3 ) 一時保持手段に、旧更新データがある場合。

旧データをデータディスクからリードして一時保持手段に転送する処理と、新データをユーザ領域 1 0 8からディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に転送する処理と、一時保持手段に転送された旧データをディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に転送する処理と、一時保持手段にある旧更新データをディスクァレイデータ転送生成手段 2 5 4に転送する処理と、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4において新データと旧データと旧更新データから新更新データを生成する処理と、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4にある新データを一時保持手段に転送する処理と、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4にある新更新データを一時保持手段に転送する処理と、新データをユーザ領域 1 0 8からデータディスクに転送する処理を行う。新更新データの生成には、式 4を用いる。

(W4) 一時保持手段に、旧更新データと旧データがある場合。

(W5) 一時保持手段に、旧パリティがある場合。

旧データをデータディスクからリードして一時保持手段に転送する処理と、新データをユーザ領域 1 0 8からディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に転送する処理と、一時保持手段にある旧データをディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に転送する処理と、一時保持手段にある旧パリティをディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に転送する処理と、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4において新データと旧デー夕と旧パリティカ、ら新パリティを生成する処理と、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4にある新データを一時保持手段に転送する処理と、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4にある新パリティを一時保持手段に転送する処理と、新データをユーザ領域 1 0 8からデータディスクに転送する処理を行う。新更新データの生成には、式 1を用いる。

(W6) 一時保持手段に、旧パリティと旧データがある場合。

(W5) の場合とほぼ同様であるが、旧データをディスクからリードして一時保持手段に転送する処理は必要ない。新パリティの生成には、式 1を用いる。データライト処理において、一時保持手段に格納した新データは、次回、データライト処理（W2) (W4) (W6) における旧データとなる。データライ卜処理（W2) (W4) (W6) においては、旧データリード処理を行わないので、ディスクアクセスを 1回削減できる。

上記データライト処理（Wl ) (W2) (W3) (W 4) において、一時保持手段に格納した新更新データは、次回、データライト処理（W3) (W4) および後述する遅延パリティ処理（P 1 ) における旧更新データとなる。

上記データライト処理（W5) (W6) において、一時保持手段に格納した新パリティは、次回、データライト処理（W 5) CW6 ) および後述する遅延パリティ処理（P 2 ) における旧パリティとなる。データライト処理（W 5 ) (W 6 ) においては、旧パリティリード処理を行わないので、ディスクアクセスを 1 回削減できる。また、新パリティは一時保持手段に格納し、新パリティライト処理を行わないので、ディスクアクセスを 1回削減できる。このように、旧パリティの読み出しと新パリティの書き込みは、一時保持手段を用いるので、パリティディスクにアクセスすることなくデータライト処理を連続して行うことができる。次に、遅延パリティ処理は、一時保持手段が何を格納しているかにより、以下の 2つのタイプに分類できる。ただし、一時保持手段に既にディスクに書き込んだ旧パリティが格納されている場合は、遅延パリティ処理は行わない。また、一時保持手段に何も格納されていない場合、もしくは、旧データだけが格納されている場合も、遅延パリティ処理は行わない。

( P 1 ) 一時保持手段に、旧更新データがある場合。

旧パリティをディスクからリードして一時保持手段に転送する処理と、一時保持手段に転送された旧パリティをディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に転送する処理と、一時保持手段にある旧更新データをディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に転送する処理と、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4において旧パリティと旧更新データから新パリティを生成する処理と、ディスクァレィデータ転送生成手段 2 5 4にある新パリティを一時保持手段に転送する処理と、新、'リティを一時保持手段からパリティディスクに転送する処理を行う。新パリティの生成には、式 3を用いる。一時保持手段に格納した新パリティは、次回、データライト処理（W 5 ) (W 6 ) における旧パリティとなる。

( P 2 ) 一時保持手段に、ディスクに書き込んでいない旧パリティがある場合。旧パリティを一時保持手段からディスクへ転送する。なお、（P 2 ) における旧パリティは、式 3の新パリティに相当する。

また、実施例 3のディスクアレイリード処理を以下に示す。

ディスクアレイリード処理は、一時保持手段が何を格納しているかにより、以下の 2つのタイプに分類できる。

( R 1 ) —時保持手段に、旧データがない場合。

目的データである旧データをディスクからリードしてユーザ領域 1 0 8に転送する処理と、旧データをユーザ領域 1 0 8からディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に転送する処理と、旧データをディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4から一時保持手段に転送する処理を行う。

( R 2 ) 一時保持手段に、旧データがある場合。

目的データである旧データを一時保持手段からディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に転送する処理と、旧データをディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4からユーザ領域 1 0 8に転送する処理を行う。

ここで、図 1 0の構成をとるディスクアレイシステムでのディスクアレイリード処理動作と、ディスクアレイライト処理動作について説明する。ディスクァレィライト処理は、データライト処理と、遅延パリティ処理に分けて説明する。

[ディスクアレイリード処理]

はじめに、図 1 0と図 1 1と図 1 3を用いてディスクアレイリード処理動作を説明する。動作説明の中で、（7 0 1 ) から（7 0 5 ) は、図 1 3の番号に対応する。ここで、目的データは、図 1 0のディスク装置 3 0 1にある D 0であるとする。ホストシステム 1上のアプリケーションなどからディスクアレイリード要求が発行されると、ホスト C P U 1 0 1は、ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の各プログラムを用いて、以下の処理を行う。まず、図 1 1の要求受信部 1 2 0力 \ 該リード要求を受け取る。要求管理部 1 2 1は、該リ一ド要求をァドレス変換部 1 2 2に渡し、アドレス変換部 1 2 2は、目的データのデータディスクアドレスを算出する。

旧データ検索部 1 2 3は、メインメモリ 1 0 4の旧データァドレス保持部 1 1 0に、目的データのデータディスクァドレスが存在するかを調べることにより、目的データがメインメモリ 1 0 4内の旧データ保持手段 1 1 2にあるか検索し、ディスクアレイリード処理（R l ) ( R 2 ) のタイプ分けを行う。

該データディスクアドレス力く、旧データアドレス保持部 1 1 0に存在しないときは、ディスクアレイリード処理（R 1 ) となり、目的データを保持するのに必要なサイズのメモリを旧データ保持手段 1 1 2に確保し、そのメモリアドレスを算出すると共に、該メモリアドレスとデータディスクァドレスをまとめて同じ配列の構造体として、旧データアドレス保持部 1 1 0に保持する。該データディスクアドレス力旧データアドレス保持部 1 1 0に存在しているときは、ディスクアレイリード処理（R 2 ) となり、目的データが存在する旧デ一夕保持手段 1 1 2のメモリアドレスを算出する。

ディスクアレイリード処理（R 2 ) の場合は、目的データを旧データ保持手段 1 1 2力、ら、ユーザ領域 1 0 8へ D MA転送するためのディスクアレイリード処理モ一ドのディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドを生成し、該コマンドをアレイ制御補助手段制御コマンドとする。該ディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドは、転送長と、転送元 1である旧データ保持手段 1 1 2のメモリアドレスと、転送先 1であるユーザ領域 1 0 8のメモリアドレスと、動作のモ一ドを指定するモ一ド選択コマンドと、転送開始コマンドを有する。

ディスクアレイリ一ド処理（R 1 ) の場合は、目的データのデータディスクァドレスと読みだした目的データを転送するユーザ領域 1 0 8のメモリアドレスを格納したデータディスクのリードコマンドと、目的データをユーザ領域 1 0 8から旧データ保持手段 1 1 2へ D MA転送するためのディスクアレイリード処理モ一ドのディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドを生成し、各コマンドをアレイ制御保持手段制御コマンドとしてまとめる。該ディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドは、転送長と、転送元 1であるユーザ領域 1 0 8のメモリアドレスと、転送先 1である旧データ保持手段 1 1 2のメモリアドレスと、動作のモードを指定するモード選択コマンドと、転送開始コマンドを有する。

次に、アレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5は、要求管理部 1 2 1に処理を渡す。

まず、ディスクアレイリード処理（R 2 ) の場合、ディスクアレイデータ転送生成手段制御部 1 3 3は、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に対しァレィ制御補助手段制御コマンドのうちのディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドを発行する。ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、該コマンドを受け取り、目的データを旧データ保持手段 1 1 2からユーザ領域 1 0 8に D M A 転送する。この場合、転送元アドレス 1は、旧データ保持手段 1 1 2のメモリアドレスであり、転送先 1アドレスは、ユーザ領域 1 0 8のメモリアドレスである _c ホスト C P U 1 0 1は、ディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドを用いて、これらのァドレスをディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4のデータ転送生成管理手段 2 8 6に設定し、ディスクアレイリード処理モードをモード選択レジスタ 2 9 4に設定し、コマンドレジスタ 2 9 5に転送開始コマンドを発行することで上記の通りの D MA転送を実施する。 D MA転送が終了すると、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、ホスト C P U 1 0 1に割り込み信号を発行する。

ここで、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4のディスクアレイリード処理モードの動作を図 1 2を用いて説明する。ディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドによって、転送長レジスタ 2 8 8には、転送長 mバイ卜が格納され、転送元 1アドレスレジスタ 2 8 9には、旧データ保持手段 1 1 2にある目的デー夕のメモリアドレス X番地が格納され、転送先 1了ドレスレジスタ 2 9 2には、目的データが転送されるユーザ領域 1 0 8のメモリアドレス y番地が格納される。データ 1バッファ 2 8 4とデータ 2バッファ 2 8 5の容量が nバイ卜だとすると、転送単位は nバイトとなる。まず、目的データを X番地から、データ入出力手段 2 8 3を介して、データ 1バッファ 2 8 4へ nバイト転送し（7 0 4 ) 、次に目的データをデータ 1バッファ 2 8 4力、ら、データ入出力手段 2 8 3を介して、 y番地へ nバイト転送し（ 7 0 5 ) 、 1つの転送単位の転送が終了する。

次の転送単位の転送の前に、転送長レジスタ 2 8 8から nを引き、転送元 1ァドレスレジスタ 2 8 9と、転送先 1ァドレスレジスタ 2 9 2に nを加える。すると、次は上記と同様な方法で、（x + n ) 番地から（y + n ) 番地へ nバイ卜の転送が行われる。この動作を転送長レジスタ 2 8 8が 0になるまで続けることにより、 X番地から、 y番地の D M A転送が行われる。 D MA転送が終了すると、データ転送生成管理手段 2 8 6は割り込み信号を発行し処理を終了する。なお、ディスクアレイリード処理モードの場合、データ入出力手段 2 8 3は、入力モードと出力モードを繰り返す。

また、後述の実施例 4においては、図 1 2のディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、データ転送生成管理手段 2 8 6内にデータの転送先のァドレスを格納する転送先 2アドレスレジスタを有する。転送元、または、転送先が 1 0の場合でも、上記と同様な DMA転送が可能である。その場合、 1つの転送単位 nバィ卜の転送を行った後、さらに nバイト転送するときに、転送元が I 0なので、 I 0ァドレスが格納されている各ァドレスレジスタには、 nを加えずに同じ値を用いる。転送元、または、転送先が I 0であることは、データ転送生成管理手段

2 8 6のモード選択レジスタ 2 9 4に設定する。

動作説明に戻り、目的データの転送が終了すると、図 1 1の要求管理部 1 2 1 は、要求終了部 1 2 6に処理を移し要求終了部 1 2 6は、全体のリ一ド処理を終了させる。

また、ディスクアレイリード処理（R 1 ) の場合、ディスクインターフェース制御手段制御部 1 3 1は、ディスクインターフヱース制御手段 2 0 5に対し、ァレイ制御補助手段制御コマンドのうちの目的データのリードコマンドを発行する。次に、ディスクインタ一フヱ一ス制御手段 2 0 5は、目的データが格納されているディスク装置 3 0 1に対して受信した該リードコマンドを発行する。ディスク装置 3 0 1は、該リードコマンドを受け取り、目的データをディスクインターフヱース制御手段 2 0 5に転送する。ディスクインタ一フヱース制御手段 2 0 5は、目的データをユーザ領域 1 0 8に D M A転送し（7 0 1 ) 、ホスト C P U 1 0 1 に割り込み信号を発行する。次に、ディスクアレイデータ転送生成手段制御部 1

3 3は、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に対しアレイ制御補助手段制御コマンドのうちのディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドを発行する。ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、該コマンドを受け取り、目的デ一タをユーザ領域 1 0 8から旧データ保持手段 1 1 2に DM A転送する（ 7 0 2 ) ( 7 0 3 ) 。 D MA転送が終了すると、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、ホスト C P U 1 0 1に割り込み信号を発行する。

目的データの転送が終了すると、要求管理部 1 2 1は、要求終了部 1 2 6に処理を移し要求終了部 1 2 6は、全体のリード処理を終了させる。

[ディスクアレイライト処理]

次に、ディスクアレイライト処理におけるデータライト処理と遅延パリティ処理について説明する。 [データライト処理]

データライト処理（W 3 ) を例として、データライト処理動作を図 1 0と図 1 1と図 1 4を用いて説明する。動作説明の中で、（8 0 1 ) から（8 0 7 ) は、図 1 4の番号に対応する。ここで、新データは、図 1 0のディスク装置 3 0 1の D 0に書き込まれるとする。ホストシステム 1上のアプリケーションなどからデイスクアレイライト要求が発行されると、ホスト C P U 1 0 1は、ディスクァレィ制御プログラム領域 1 0 9内の各プログラムを用いて、以下の処理を行う。まず、図 1 1の要求受信部 1 2 0カ^ 該ライト要求を受け取る。要求管理部 1 2 1は、該ライト要求をアドレス変換部 1 2 2に渡し、アドレス変換部 1 2 2は、新データをライ卜するデータディスクァドレスと、新データに対応したパリティディスクアドレスを算出する。

旧データ検索部 1 2 3は、算出したデータディスクアドレス力 \ メインメモリ 1 0 4の旧データァドレス保持部 1 1 0に存在するかを調べることにより、メインメモリ 1 0 4内の旧データ保持手段 1 1 2に旧データがあるか検索し、データライト処理のタイプ分けを行う。

データライト処理（W 3 ) では、該データディスクアドレスが旧データァドレス保持部 1 1 0に存在しないので、新データを保持するのに必要なサイズのメモリを旧データ保持手段 1 1 2に確保すると共に、そのメモリアドレスとデータデイスクアドレスをまとめて同じ配列の構造体として、旧データァドレス保持部 1 1 0に保持する。

パリティ検索部 1 2 4は、算出したパリティディスクァドレス力メインメモリ 1 0 4のパリティアドレス保持部 1 1 1に存在するかを調べることにより、メインメモリ 1 0 4内のパリティ保持手段 1 1 4に旧更新データ、または、旧パリティがあるか検索し、データライト処理のタイプ分けを行う。

もし、該パリティディスクアドレスがパリティアドレス保持部 1 1 1に存在しているときは、パリティディスクアドレスに付加されているフラグを元に、旧更新データ力、、旧パリティかを調べる。データライト処理（W 3 ) では、旧更新デ一夕が存在するパリティ保持手段 1 1 4のメモリアドレスを算出する。

次に、アレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5は、データライト処理 (W 3 ) では、以下のようなコマンドを生成し、これらをまとめてアレイ制御補助手段制御コマンドとする。

旧データのデータディスクァドレスと読みだした旧データを転送する旧データ保持手段 1 1 2のメモリアドレスを格納したデータディスクのリードコマンドを生成する。

ディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドとしては、ユーザ領域 1 0 8 の新データと、旧データ保持手段 1 1 2の旧データと、パリティ保持手段 1 1 4 の旧更新データから新パリティを生成し、さらに、新データを旧データ保持手段 1 1 2に転送し、生成した新更新データをパリティ保持手段 1 1 4に転送するようなデータライト処理モードのコマンドを生成する。また、新データが存在するユーザ領域 1 0 8のメモリアドレスと新データを書き込むデータディスクァドレスを格納したデータディスクのライトコマンドを生成する。

ここで、データライ卜処理モードのディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドを以下に示す。

データライト処理（W 3 ) の場合、該コマンドは、転送長と、転送元 1のユーザ領域 1 0 8のメモリアドレスと、転送元 2の旧データ保持手段 1 1 2のメモリァドレスと、転送元 3のパリティ保持手段 1 1 4のメモリアドレスと、転送先 1 の旧データ保持手段 1 1 2のメモリアドレスと、転送先 2のパリティ保持手段 1 1 4のメモリアドレスと、動作のモードを指定するモード選択コマンドと、データ入出力手段 2 8 3の入出力モードを指定する入出力モード選択コマンドと、デ一夕 1バッファ 2 8 4とデータ 2バッファ 2 8 5の初期化コマンドと、転送開始コマンドを有する。

アレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5は、以上のようなコマンドを生成し、これらをまとめてアレイ制御補助手段制御コマンドとし、要求管理部 1 2 1に処理を渡す。

まず、ディスクインターフヱース制御手段制御部 1 3 1は、ディスクインターフェース制御手段 2 0 5に対し、アレイ制御補助手段制御コマンドのうちの旧デ一夕のリードコマンドを発行する。次に、ディスクインターフヱ一ス制御手段 2 0 5は、旧データが格納されているディスク装置 3 0 1に対して受信した該リードコマンドを発行する。ディスク装置 3 0 1は、該リードコマンドを受け取り、旧データをディスクインターフヱース制御手段 2 0 5に転送する。ディスクイン夕ーフヱース制御手段 2 0 5は、旧データを旧データ保持手段 1 1 2に D MA転送し（8 0 1 ) 、ホスト C P U 1 0 1に割り込み信号を発行する。

ディスクアレイデータ転送生成手段制御部 1 3 3は、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に対しアレイ制御補助手段制御コマンドのうちのディスクァレィデータ転送生成手段制御コマンドを発行する。ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、該コマンドを受け取り、ユーザ領域 1 0 8の新データと、旧データ保持手段 1 1 2の旧データと、パリティ保持手段 1 1 4の旧更新データから新更新データを生成し、さらに、新データを旧データ保持手段 1 1 2に転送し、生成した新更新データをパリティ保持手段 1 1 4に転送するようなデータライト処理モードの転送を行う。

このとき、転送元 1はユーザ領域 1 0 8のメモリアドレス、転送元 2は旧デ一タ保持手段 1 1 2メモリアドレス、転送元 3はパリティ保持手段 1 1 4メモリアドレス、転送先 1は旧データ保持手段 1 1 2のメモリアドレス、転送先 2はパリティ保持手段 1 1 4のメモリアドレスである。ホスト C P U 1 0 1は、ディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドを用いて、これらのァドレスをディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4のデータ転送生成管理手段 2 8 6に設定し、モ一ド選択コマンドによってデータライト処理モードをモード選択レジスタ 1 9 4 に設定し、入出力モードを入出力モードレジスタ 2 9 6に設定し、バッファの初期化コマンドをデータバッファ初期化レジスタ 2 9 7に設定し、コマンドレジスタ 2 9 5に実行コマンドを発行することで上記の通りの D MA転送を実施する。ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、ホスト C P U 1 0 1に割り込み信号を発行する。

ここで、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4のデータライト処理モードの動作例を図 1 2を用いて説明する。ディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドによって、転送長レジスタ 2 8 8には、転送長 mバイ卜が格納され、転送元 1ァドレスレジス夕 2 8 9には、ユーザ領域 1 0 8にある新データのメモリアドレス X番地が格納され、転送元 2アドレスレジスタ 2 9 0には、旧データ保持手段 1 1 2にある旧データのメモリアドレス y番地が格納され、転送元 3ァドレスレジスタ 2 9 1には、パリティ保持手段 1 1 4にある旧更新データのメモリアドレス z番地が格納され、転送先 1アドレスレジスタ 2 9 2には、新データが転送される旧データ保持手段 1 1 2のメモリアドレス i番地が格納され、転送先 2 アドレスレジスタ 2 9 3には、新更新データが転送されるパリティ保持手段 1 1 4のメモリアドレス j番地が格納されるとする。

まず、ディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドによって、入出力モードレジスタ 2 9 6にデータ処理（W 3 ) のモードが設定されると、データ入出力手段 2 8 3が入力モードとなり、以下、処理に合わせて入出力モードが切り替わる。また、データバッファ初期化レジスタ 2 9 7が設定されると、データ 1バッファ 2 8 4とデータ 2バッファ 2 8 5にあるデータが 0で初期化され、排他的論理和演算手段 2 8 7はデータの受け入れが可能な状態になる。

データ 1バッファ 2 8 4とデータ 2バッファ 2 8 5の容量が nバイトだとすると、転送単位は nバイトとなる。まず、新データを X番地からデータ入出力手段 2 8 3を介して、データ 1バッファ 2 8 4へ nバイ卜転送する（ 8 0 2 ) 。次に、旧データを y番地からデータ入出力手段 2 8 3を介して、排他的論理和演算手段 2 8 7へ nバイト転送し、データ 1バッファ 2 8 4にある新データとの排他的論理和を算出し、結果をデータ 2バッファ 2 8 5に入れる（ 8 0 3 ) 。データ 2バッファ 2 8 5には、新データと旧データの排他的論理和があることになる。次に、データ 1バッファ 2 8 4にある新データをデータ入出力手段 2 8 3を介して、 i 番地に nバイト転送する（ 8 0 4 ) 。

次に、旧更新データを z番地からデータ入出力手段 2 8 3を介して、排他的論理和演算手段 2 8 7に nバイ卜転送し、データ 2バッファ 2 8 5にあるデータとの排他的論理和を算出し、結果をデータ 1バッファ 2 8 4に入れる（ 8 0 5 ) 。このとき、デ一夕 1バッファ 2 8 4には、新データと旧データと旧更新データの排他的論理和である新更新データがあることになる。さらに、データ 1バッファ 2 8 4にある新更新データを j番地へ nバイ卜転送する（ 8 0 6 ) 。

以上が、データライ卜処理モードにおける 1つの転送単位の動作である。

次の転送単位の転送の前に、転送長レジスタ 2 8 8から nを引き、各アドレスレジスタに nを加える。すると、次は上記と同様な方法で、（x + n) 番地、 (y + n) 番地、（z + n) 番地から nバイトの転送が行われ、（i +n) 番地、 ( j +n) 番地へ nバイ卜の転送が行われる。この動作を転送長レジスタ 288 が 0になるまで続けることにより、データライト処理モードの DM A転送が行われる。 DMA転送が終了すると、データ転送生成管理手段 286は割り込み信号を発行し処理を終了する。

次に、ディスクインターフヱース制御手段制御部 1 3 1は、ディスクインタ一フェース制御手段 205に対し新データのライトコマンドを発行する。ディスクインタ一フェース制御手段 20 5は、新データを格納するディスク装置に対して受信した該ライトコマンドを発行する。ディスク装置 30 1は、該ライトコマンドを受け取り、データを待つ状態となる。ディスクインターフェース制御手段 2 05は、新データをユーザ領域 1 08からディスクインタ一フヱ一ス制御手段 2 05に DMA転送し（807 ) 、ホスト CPU 1 0 1に割り込み信号を発行する _c このとき新データは、デ一夕ディスクにライトされる。

動作説明に戻り、図 1 1の要求管理部 1 2 1は、新データの書き込みが終了したディスクインタフェース制御手段 205から割り込み信号を受け取ると、要求終了部 1 26に処理を移し、要求終了部 1 26は、全体のデータライト処理を終了させる。

データライト処理（W 3) と他のデータライト処理の違いを以下に示す。

データライト処理（W5) は、データライト処理（W3) の旧更新データを旧パリティに、新しく生成された新データを新パリティに置き換えたものである。 (805 ) で旧パリティが転送され、（806 ) で新パリティが転送される。また、ディスクアレイ制御プログラム領域 1 09内のパリティ検索部 1 24は、ノリティアドレス保持部 1 1 1に格納されているパリティディスクアドレスに付加されているフラグをパリティディスクに書き込まれているものと違う旧パリティであることを表すようにする。

データライト処理（W1) は、データライト処理（W3) において旧更新デー夕を用いないで、新更新データを生成する処理であり、パリティ生成に関する動作がデータライト処理（W3) と異なる。また、データとの整合性がとれていないパリティのパリティディスクァドレスを記録する処理を行う。

ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の処理において、パリティ検索部 1 2 4は、算出したパリティディスクァドレス力 \ メインメモリ 1 0 4のパリティアドレス保持部 1 1 1に存在するかを調べることにより、メインメモリ 1 0 4 内のパリティ保持手段 1 1 4に旧更新データ、または、旧パリティがあるか検索する。データライト処理（W 1 ) の場合、該パリティディスクァドレス力くパリティアドレス保持部 1 1 1に存在しないので、新更新データを保持するのに必要なサイズのメモリをパリティ保持手段 1 1 4に確保すると共に、そのメモリアドレスとパリティディスクアドレスと、データライト処理後にパリティ保持手段 1 1 4に格納されるのが新更新データであることを表すフラグをまとめて同じ構造体として、パリティアドレス保持部 1 1 1に保持する。また、該パリティディスクァドレスを未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0に保持する。データライト処理モードのディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドによって、入出力モ一ドレジスタ 2 9 6にデータ処理（W 1 ) のモードを設定する。（ 8 0 5 ) の転送は、行われず、（8 0 6 ) の転送の代わりに、データ 2バッファ 2 8 5にある新更新データがパリティ保持手段 1 1 4に転送される。

データライト処理（W 2 ) 、 (W 4 ) 、 (W 6 ) は、それぞれ、データライト処理（W l ) 、 (W 3 ) 、 (W 5 ) 力、ら旧データリードに係わる処理を行わないようにしたものである。ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の処理において、旧データ検索部 1 2 3は、算出したデータディスクアドレス力く、メインメモリ 1 0 4の旧データァドレス保持部 1 1 0に存在するかを調べることにより、メインメモリ 1 0 4内の旧データ保持手段 1 1 2に旧データがあるか検索する。データライト処理（W 2 ) 、（W 4 ) 、（W 6 ) では、該データディスクァドレスが旧データアドレス保持部 1 1 0に存在しているので、旧データが存在する旧データ保持手段 1 1 2のメモリアドレスを算出する。また、新データを保持するのに必要なサイズのメモリを旧データ保持手段 1 1 2に確保すると共に、そのメモリアドレスを算出する。

実施例 3のデータライト処理においては、未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0に書き込まれたパリティディスクァドレスにより、どのディスク装置のどの論理ブロックのパリティに変更が必要であるかが記録される。また、旧データ保持手段 1 1 2に保持された新データは、次回のデータライ卜処理における旧データとなり、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4による新更新データの生成処理と新パリティの生成処理を高速化できる。さらに、リードモデフアイライト処理においては、リード処理時に読み出したデータが旧データ保持手段 1 1 2に保持されているので、変更したデータのデータライト処理を行う際にあらためて旧データを読み出す必要がなく、ディスク装置に対する処理を 1回削減できる。

[遅延パリティ処理]

遅延パリティ処理を図 1 0と図 1 1 と図 1 5を用いて説明する。動作説明の中で、（9 0 1 ) から（9 0 5 ) は、図 1 5の番号に対応する。ここで、新パリティは、図 1 0のディスク装置 3 0 5の Pに書き込まれるとする。

ホスト C P U 1 0 1は、ディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の各プログラムを用いて、以下の処理を行う。まず、図 1 1の遅延パリティ処理判定部 1 2 Ίが、遅延パリティ処理を行うべきであると判断すると、要求管理部 1 2 1に処理を渡す。遅延パリティ処理が開始されるタイミングとして、例えば、ドライブに対するアクセス頻度が低いときや、パリティ保持手段 1 1 4が旧更新データで一杯になつたときなどが考えられる。

要求管理部 1 2 1は、パリティ検索部 1 2 4に処理を渡し、パリティ検索部 1 2 4は、メインメモリ 1 0 4のパリティアドレス保持部 1 1 1にパリティデイスクアドレスが存在するかを検索し、存在したときは付加されているフラグを調べる。

ノ、'リティアドレス保持部 1 1 1に何もないか、もしくは、パリティディスクにあるパリティと同一のパリティディスクァドレスのみが存在する場合は、要求管理部 1 2 1に処理を渡し、要求終了部 1 2 6が遅延パリティ処理を終了させる。また、パリティアドレス保持部 1 1 1に、旧更新データのパリティディスクァドレス、または、パリティディスクに書き込まれているものと異なる旧パリティのパリティディスクアドレスが存在する場合は、対応するパリティ保持手段 1 1

4のメモリアドレスを算出し、遅延パリティ処理後にパリティ保持手段 1 1 4に格納されるのが、パリティディスクに書き込まれているものと同じ旧パリティであることを表すようにフラグを書き直す。

次に、アレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5は、以下のようなコマンドを生成し、これらをまとめてアレイ制御補助手段制御コマンドとする。

遅延パリティ処理（P 1 ) の場合、旧パリティのパリティディスクァドレスと、読みだした旧パリティを転送するパリティ生成作業領域 1 1 3のメモリアドレスを格納したパリティディスクのリードコマンドを生成する。また、ディスクァレィデータ転送生成手段制御コマンドとしては、パリティ生成作業領域 1 1 3の旧パリティと、パリティ保持手段 1 1 4の旧更新データから新パリティを生成し、さらに、生成した新パリティをパリティ保持手段 1 1 4に転送するような遅延パリティ処理モードのコマンドを生成する。また、新パリティが存在するパリティ保持手段 1 1 4のメモリアドレスと新パリティを書き込むパリティディスクアドレスを格納したパリティディスクのライトコマンドを生成する。

遅延パリティ処理モードの場合のディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドは、転送長と、転送元 1であるパリティ生成作業領域 1 1 3のメモリアドレスと、転送元 2であるパリティ保持手段 1 1 4のメモリアドレスと、転送先 1であるパリティ保持手段 1 1 4のメモリアドレスと、モード選択コマンドと、デー夕 1バッファ 2 8 4とデータ 2バッファ 2 8 5の初期化コマンドと、転送開始コマンドを有する。

遅延パリティ処理（P 2 ) の場合は、新パリティが存在するパリティ保持手段 1 1 4のメモリアドレスと新パリティを書き込むパリティディスクアドレスを格納したパリティディスクのライトコマンドを生成する。

まず、遅延パリティ処理（P 2 ) の場合を示す。ディスクインタ一フヱース制御手段制御部 1 3 1は、ディスクインターフヱース制御手段 2 0 9に対し新パリティのライトコマンドを発行する。ディスクインターフヱ一ス制御手段 2 0 9は、新パリティを格納するディスク装置 3 0 5に対して受信した該ライトコマンドを発行する。ディスク装置 3 0 5は、該ライトコマンドを受け取り、データを待つ状態となる。ディスクインタ一フ —ス制御手段 2 0 9は、新パリティをパリティ保持手段 1 1 4からディスクインターフェース制御手段 2 0 9に D M A転送し ( 9 0 5 ) 、ホスト C P U 1 0 1に割り込み信号を発行する。このとき新パリティは、パリティディスクにライ卜される。

要求管理部 1 2 1は、新パリティの書き込みが終了したディスクインタフエ一ス制御手段 2 0 9から割り込み信号を受け取ると、未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0にある遅延パリティ処理が行われたパリティディスクアドレスを消去した後、要求終了部 1 2 6に処理を移し、要求終了部 1 2 6は、全体の遅延パリティ処理を終了させる。

次に、遅延パリティ処理（P 1 ) の場合を示す。ディスクインタ一フヱース制御手段制御部 1 3 1は、ディスクインタ一フェース制御手段 2 0 9に対し、ァレィ制御補助手段制御コマンドのうちの旧パリティのリードコマンドを発行する。ディスクインターフヱ一ス制御手段 2 0 9は、旧データが格納されているディスク装置 3 0 5に対して受信した該リードコマンドを発行する。ディスク装置 3 0 5は、該リードコマンドを受け取り、旧パリティをディスクインターフヱース制御手段 2 0 9に転送する。ディスクインターフヱース制御手段 2 0 9は、旧パリティをパリティ生成作業領域 1 1 3に D M A転送し（9 0 1 ) 、ホスト C P U 1 0 1に割り込み信号を発行する。

次に、ディスクアレイデータ転送生成手段制御部 1 3 3は、ディスクアレイデ一夕転送生成手段 2 5 4に対しアレイ制御捕助手段制御コマンドのうちのディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドを発行する。ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、該コマンドを受け取り、パリティ生成作業領域 1 1 3の旧パリティと、パリティ保持手段 1 1 4の旧更新データから新パリティを生成し、さらに、生成した新パリティをパリティ保持手段 1 1 4に転送するような遅延パリティ処理モードの転送を行う。

このとき、転送元 1はパリティ生成作業領域 1 1 3のメモリアドレス、転送元 2はパリティ保持手段 1 1 4のメモリアドレス、転送先 1はパリティ保持手段 1 1 4のメモリアドレスである。ホスト C P U 1 0 1は、ディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドを用いて、これらのァドレスをディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4のデータ転送生成管理手段 2 8 6に設定し、遅延パリティ処理モ一ドをモ一ド選択レジスタ 2 9 4に設定し、コマンドレジスタ 2 9 5に実行コマンドを発行することで上記の通りの D M A転送を実施する。ディスクアレイデ一夕転送生成手段 2 5 4は、ホスト C P U 1 0 1に割り込み信号を発行する。遅延パリティ処理モードのディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4の動作を以下に示す。ディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドによって、転送長レジスタ 2 8 8には、転送長 mバイトが格納され、転送元 1アドレスレジスタ 2 8 9には、パリティ作業領域 1 1 3にある旧パリティのメモリアドレス X番地が格納され、転送元 2ァドレスレジスタ 2 9 0には、パリティ保持手段 1 1 4にある旧更新データのメモリアドレス y番地が格納され、転送先 1アドレスレジスタ 2 9 2には、新パリティが転送されるパリティ保持手段 1 1 4のメモリアドレス i番地が格納されるとする。

まず、ディスクアレイデータ転送生成手段制御コマンドによって、データバッファ初期化レジスタ 2 9 7が設定されると、データ 1バッファ 2 8 4とデータ 2 バッファ 2 8 5にあるデータが 0で初期化され、排他的論理和演算手段 2 8 7はデータの受け入れが可能な状態になる。なお、遅延パリティ処理モードの場合、遅延パリティ処理（P 1 ) に合わせて入出力モードが切り替わる。

データ 1バッファ 2 8 4とデータ 2バッファ 2 8 5の容量が nバイトだとすると、転送単位は nバイトとなる。まず、旧パリティを X番地からデータ入出力手段 2 8 3を介して、データ 1バッファ 2 8 4へ nバイト転送する（9 0 2 ) 。次に、旧更新データを y番地からデータ入出力手段 2 8 3を介して、排他的論理和演算手段 2 8 7へ nバイト転送し、データ 1バッファ 2 8 4にある新データとの排他的論理和を算出し、結果をデータ 2バッファ 2 8 5に入れる（9 0 3 ) 。デ一夕 2バッファ 2 8 5には、新パリティがあることになる。次に、データ 2 ノくッファ 2 8 5にある新パリティをデータ入出力手段 2 8 3を介して、 i番地に nバィト転送する（ 9 0 4 )

以上が、遅延パリティ処理モードにおける 1つの転送単位の動作である。次の転送単位の転送の前に、転送長レジスタ 2 8 8から nを引き、各アドレスレジスタに nを加える。すると、次は上記と同様な方法で、（x + n ) 番地、 ( y + n ) 番地から nバイ卜の転送が行われ、（ i + n ) 番地へ nバイ卜の転送が行われる。この動作を転送長レジスタ 2 8 8が 0になるまで続けることにより、遅延パリティ処理モードの D M A転送が行われる。 D M A転送が終了すると、デ一夕転送生成管理手段 2 8 6は割り込み信号を発行し処理を終了する。

以下、新パリティがパリティ保持手段 1 1 4にある場合（P 1 ) と同様な処理となる。

実施例 3において、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、新更新デー夕および新パリティの生成の際のデータ転送と排他的論理和演算を同時に行うので、新更新データおよび新パリティを生成するためのデータを転送する際に生じるオーバーへッドを低減することができる。また、一時保持手段をメインメモリ 1 0 4内に配置するため、メモリの有効利用が図れると共に、製造コストを下げることができる。

実施例 4のシステム構成は図 1 0と同じである。実施例 3との違いは、デイスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4と、ディスクインタ一フヱース制御手段 2 0 5〜2 0 9の構成および動作の違いにある。

実施例 4のディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4の構成は、実施例 3の図 1 2のデータ転送生成管理手段 2 8 6内に、データの転送先のアドレスを格納する転送先 2ァドレスレジスタを加えたものである。実施例 4のディスクアレイデ一夕転送生成手段 2 5 4は、実施例 3のディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4の動作に加え、実施例 1のディスクアレイデータ転送手段 2 0 2と同様に、転送先 1から、転送先 2と転送先 3へ一括 D M A転送を行う機能を有する。また、ディスクインターフェース制御手段 2 0 5〜2 0 9は、 D M A転送機能を持たないため、ディスクインターフェース制御手段 2 0 5〜 2 0 9とメインメモリ 1 0 4間のデータ転送は、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4力く行う。

ここで、実施例 4のディスクアレイシステムでのディスクアレイリード処理と、ディスクアレイライト処理におけるタイプ分けは、実施例 3と同じである力動作が違う。実施例 3からの変更点を以下に示す。

[ディスクアレイリード処理]

ディスクアレイリード処理（R 1 ) においては、目的データである旧データをディスクからリードして、ユーザ領域 1 0 8と一時保持手段に一括 D M A転送する処理を行う。ディスクアレイリード処理（R 2 ) は、実施例 3と同様である。

[ディスクアレイライト処理]

[データライト処理]

すべてのデータライト処理において、新データをユーザ領域 1 0 8からデータディスクに転送する処理と、新データをユーザ領域 1 0 8から一時保持手段に転送する処理を、新データをユーザ領域 1 0 8力、ら、データディスクと一時保持手段に一括 D M A転送する処理にして行う。

[遅延パリティ処理]

旧パリティを一時保持手段に転送する処理と、新パリティをパリティディスクに転送する処理は、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4力行う。

以上述べた実施例 4は、実施例 3と同様な効果が得られる。

第 5の実施例のシステム構成を図 1 6に示す。

図 1 6は、第 3実施例の図 1 0におけるディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4を、実施例 1の図 4に示すディスクアレイデータ転送手段 2 0 2と図 5に示す排他的論理和生成手段 2 0 3に置き換えたものである。アレイ制御補助手段 2 のディスクアレイデータ転送手段 2 0 2と排他的論理和生成手段 2 0 3とを 1つのチップとして提供すれば、実施例 3において述べた効果を得ることは明らかであり、これらを 1ボード上に搭載すれば実施例 1で述べたようにシステムの拡張性を向上することができるのは明らかである。

また、メインメモリ 1 0 4のディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9は、図 1 7に示すように、要求受信部 1 2 0と、要求管理部 1 2 1と、ァドレス変換部 1 2 2と、旧データ検索部 1 2 3と、パリティ検索部 1 2 4と、アレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5と、ディスクアレイデータ転送手段制御部 1 3 0 と、ディスクインタ一フュース制御手段制御部 1 3 1と、排他的論理和生成手段制御部 1 3 2と、要求終了部 1 2 6と、遅延パリティ処理判定部 1 2 7で構成している。

図 1 6の旧データ保持手段 1 1 2、旧データァドレス保持部 1 1 0、パリティ保持手段 i 1 4、パリティアドレス保持部 1 1 1と、未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0の構成は、実施例 1の図 1の旧データ保持手段 2 1 6、旧データァドレス保持部 1 1 0、パリティ保持手段 2 1 8、パリティアドレス保持部 1 1 1 と未記録パリティアドレス保持手段 2 5 0とそれぞれ同じである。ディスクァレィデータ転送手段 2 0 2および排他的論理和生成手段 2 0 3の動作は、実施例 1 と同じであり、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2は、一括 DMA転送を行うことができる。

実施例 5のディスクアレイリード'ライト処理においては、実施例 1と違い、ァレイ制御捕助手段 2の制御を図 1のような M P U 2 1 0ではなく、ホスト C P U 1 0 1で行い、一時保持手段は、ホストシステム 1のメインメモリ 1 0 4内に配置する。

実施例 5と実施例 1のディスクアレイリード'ライト処理動作の違いを以下に示す。

なお、一時保持手段に格納されているもので分類したタイプは、実施例 1と実施例 5では同じである。

まず、実施例 1においては、図 2に示すディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内のアレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5が生成した制御コマンドを M P U制御部 1 2 8に渡し、 M P U制御部 1 2 8は、図 1の M P U 2 1 0に該制御コマンドを発行する。

該制御コマンドを受け取った M P U 2 1 0は、図 3に示す M P U制御プログラム領域 2 1 4を用いて、以下の処理を行う。要求受信部 2 2 0は、該制御コマンドを受け取ると、要求管理部 2 2 1 に処理を渡す。要求管理部 2 2 1は、ディスクアレイデータ転送手段制御部 2 2 2、ディスクインターフヱース制御手段制御部 2 2 3および排他的論理和生成手段制御部 2 2 4に処理を移し、ディスクァレィデータ転送手段制御部 2 2 2はディスクアレイデータ転送手段 2 0 2に、ディスクインタ一フヱース制御手段制御部 2 2 3はディスクインターフェース制御手段 2 0 5〜 2 0 9に、排他的論理和生成手段制御部 2 2 4は排他的論理和生成手段 2 0 3に、それぞれの制御コマンドを発行する。また、要求管理部 2 2 1は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2、ディスクインターフヱース制御手段 2 0 5〜2 0 9および排他的論理和生成手段 2 0 3から割り込み信号を受け取り、すベての処理が終了すると要求終了部 2 2 5に処理を渡す。要求終了部 2 2 5は、ホスト C P U 1 0 1に割り込み信号を出す。

割り込み信号を受け取ったホスト C P U 1 0 1は、図 2に示すディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の要求管理部 1 2 1を用いて要求終了部 1 2 6に処理を移し、要求終了部 1 2 6は全体の処理を終了させる。

次に、実施例 5においては、図 1 7に示すディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内のアレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5が制御コマンドを生成した後、要求管理部 1 2 1に処理が移る。要求管理部 1 2 1は、ディスクアレイデータ転送手段制御部 1 3 0、ディスクインターフェース制御手段制御部 1 3 1 および排他的論理和生成手段制御部 1 3 2に処理を移し、ディスクアレイデータ転送手段制御部 1 3 0はディスクアレイデータ転送手段 2 0 2に、ディスクインタ一フヱース制御手段制御部 1 3 1はディスクインタ一フヱ一ス制御手段 2 0 5 〜 2 0 9に、排他的論理和生成手段制御部 1 3 2は排他的論理和生成手段 2 0 3 に、それぞれの制御コマンドを発行する。また、要求管理部 1 2 1は、ディスクアレイデータ転送手段 2 0 2およびディスクインタ一フェース制御手段 2 0 5〜 2 0 9から割り込み信号を受け取り、すべての処理が終了すると要求終了部 1 2 6に処理を渡す。要求終了部 1 2 6は、全体の処理を終了させる。

実施例 5においては、一時保持手段をメインメモリ 1 0 4内に配置するため、メモリの有効利用が図れると共に、実施例 1と比較して製造コストを下げることができる。

実施例 6のシステム構成は図 1 6と同じである。実施例 5との違いは、デイスクアレイデータ転送手段 2 0 2の構成および動作の違いと、ディスクインタ一フヱース制御手段 2 0 5〜2 0 9の構成および動作の違いにある。実施例 6のディスクアレイデータ転送手段 2 0 2の構成と動作は、実施例 2の図 9に示したディスクアレイデータ転送手段 2 0 2と同じであり、 1回の D M A転送での転送先は 1ケ所だけである。ディスクインタ一フヱ一ス制御手段 2 0 5〜2 0 9の構成および動作は、実施例 2と同じであり、ディスクインターフヱ一ス制御手段 2 0 5 〜 2 0 9とメインメモリ 1 0 4間の D M A転送を行う。

実施例 6のディスクアレイリード 'ライト処理においては、実施例 2と違い、アレイ制御捕助手段 2の制御を M P U 2 1 0ではなく、ホスト C P U 1 0 1で行い、メモリはホストシステム 1のメインメモリ 1 0 4のみを使用する。

実施例 6と実施例 2のディスクアレイリード ·ライト処理動作の違いは、実施例 5で述べた実施例 5と実施例 1の違いと同様である。また、一時保持手段に格納されているもので分類したタイプは、実施例 2と実施例 6では同じである。実施例 6は、実施例 5と同様な効果が得られる。

第 7の実施例のシステム構成を図 1 8に示す。

図 1 8は、第 1実施例の図 1におけるディスクアレイデータ転送手段 2 0 2と排他的論理和生成手段 2 0 3を、実施例 3の図 1 2に示すディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に置き換えたものである。アレイ制御補助手段 2のディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4を 1つのチップとして提供すれば、実施例 3において述べた効果を得ることは明らかであり、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4と、メモリ 2 1 2とを 1ボード上に搭載すれば実施例 1で述べたようにシステムの拡張性を向上することができるのは明らかである。また、 M P Uメモリ 2 1 1の M P U制御プログラム領域 2 1 4は、図 1 9に示すように、要求受信部 2 2 0と、要求管理部 2 2 1と、ディスクアレイデータ転送生成手段制御部 2 2 6と、ディスクインターフ X—ス制御手段制御部 2 2 3と、要求終了部 2 2 5 で構成している。図 1 8のディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9の構成は、実施例 1の図 2と同じである。

ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4の動作は、実施例 3と同じであり、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、 D M A転送とパリティ生成を行うことができる。

実施例 7のディスクアレイリード ·ライ卜処理においては、実施例 3と違い、アレイ制御補助手段 2の制御をホスト C P U 1 0 1ではなく、 M P U 2 1 0で行い、一時保持手段は、アレイ制御補助手段 2内のメモリ 2 1 2に配置する。実施例 7と実施例 3のディスクアレイリード 'ライ卜処理動作の違いを以下に示す。

なお、一時保持手段に格納されているもので分類したタイプは、実施例 3と実施例 7では同じである。まず、実施例 3においては、図 1 1に示すディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内のアレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5が制御コマンドを生成した後、要求管理部 1 2 1に処理が移る。要求管理部 1 2 1は、ディスクアレイデータ転送生成手段制御部 1 3 3およびディスクインターフェース制御手段制御部 1 3 1に処理を移し、ディスクアレイデータ転送生成手段制御部 1 3 3はディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に、ディスクインタ一フヱース制御手段制御部 1 3 1はディスクインターフヱ一ス制御手段 2 0 5〜2 0 9に、それぞれの制御コマンドを発行する。また、要求管理部 1 2 1は、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4およびディスクィンターフヱ一ス制御手段 2 0 5 ~ 2 0 9から割り込み信号を受け取り、すべての処理が終了すると要求終了部 1 2 6に処理を渡す。要求終了部 1 2 6は、全体の処理を終了させる。

次に、実施例 7においては、図 2に示すディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内のアレイ制御補助手段制御コマンド生成部 1 2 5が生成した制御コマンドを M P U制御部 1 2 8に渡し、 M P U制御部 1 2 8は、図 1 8の M P U 2 1 0に該制御コマンドを発行する。該制御コマンドを受け取った M P U 2 1 0は、図 1 9に示す M P U制御プログラム領域 2 1 4を用いて、以下の処理を行う。要求受信部 2 2 0は、該制御コマンドを受け取ると、要求管理部 2 2 1に処理を渡す。要求管理部 2 2 1は、ディスクアレイデータ転送生成手段制御部 2 2 6およびデイスクインターフェース制御手段制御部 2 2 3に処理を移し、ディスクアレイデ —タ転送生成手段制御部 2 2 6はディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4に、ディスクインタ一フェース制御手段制御部 2 2 3はディスクインターフェース制御手段 2 0 5〜2 0 9に、それぞれの制御コマンドを発行する。また、要求管理部 2 2 1は、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4およびディスクインタ一フヱ一ス制御手段 2 0 5〜2 0 9から割り込み信号を受け取り、すべての処理が終了すると要求終了部 2 2 5に処理を渡す。要求終了部 2 2 5は、ホスト C P U 1 0 1に割り込み信号を出す。

割り込み信号を受け取ったホスト C P U 1 0 1は、図 2に示すディスクアレイ制御プログラム領域 1 0 9内の要求管理部 1 2 1を用いて要求終了部 1 2 6に処理を移し、要求終了部 1 2 6は全体の処理を終了させる。実施例 7において、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4は、新更新データおよび新パリティの生成の際のデータ転送と排他的論理和演算を同時に行うので、新更新データおよび新ノ、'リティを生成するためのデータを転送する際に生じるオーバーへッドを低減することができる。

実施例 8のシステム構成は図 1 8と同じである。

実施例 7との違いは、ディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4の構成および動作の違いと、ディスクインタ一フヱ一ス制御手段 2 0 5〜2 0 9の構成および動作の違いにある。実施例 8のディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4の構成と動作は、実施例 4のディスクアレイデータ転送生成手段 2 5 4と同じであり、一括 D M A転送とパリティ生成を行うことができる。ディスクインターフェース制御手段 2 0 5〜2 0 9の構成および動作は、実施例 4と同じであり、ディスクィンターフェース制御手段 2 0 5〜 2 0 9とメインメモリ 1 0 4間の D M A転送を行う。

実施例 8のディスクアレイリード'ライト処理においては、実施例 4と違い、アレイ制御補助手段 2の制御をホスト C P U 1 0 1ではなく、 M P U 2 1 0で行い、一時保持手段は、アレイ制御補助手段 2内のメモリ 2 1 2に配置する。

実施例 8と実施例 4のディスクアレイリード ·ライ卜処理動作の違いは、実施例 7で述べた実施例 7と実施例 3の違いと同様である。また、一時保持手段に格納されているもので分類したタイプは、実施例 4と実施例 8では同じである。実施例 8は、実施例 7と同様な効果が得られる。

実施例 9のシステム構成を図 2 0に示す。

実施例 1との違いは、了レイ制御補助手段 2のメモリ 2 1 2に高速リード 'ラィト可能なキヤッシュ 2 5 1を設置したことである。キヤッシュ 2 5 1は、キヤッシュのァドレス管理を行うキャッシュ管理手段 2 5 2と、キャッシュメモリ 2 5 3で構成している。

メモリ 2 1 2内のあるメモリアドレスからデータ転送が行われるときに、該メモリアドレス力くキヤッシュ 2 5 1のキヤッシュ管理手段 2 5 2に存在した場合は、メモリ 2 1 2からではなく、キャッシュ 2 5 1からデータが転送される。データの読みだしスピードは、キャッシュ 2 5 1の方力メモリ 2 1 2よりも速いので、データ転送の高速化が図れる。

例えば、リードモディファイライト時について考える。ディスクアレイリード処理時に読みだした目的データは、旧データとしてキヤッシュメモリ 2 5 3と旧データ保持手段 2 1 6に保持される。続けて行われるデータライト処理時に旧デ一夕を読み出す場合、旧データはキャッシュメモリ 2 5 3から読み出されるため、旧データ保持手段 2 1 6から読み出すよりも処理の高速化が図れる。

また、データライト処理時において、旧データ保持手段 2 1 6に旧データが存在しない場合は、新データが旧データ保持手段 2 1 6から排他的論理和生成手段 2 0 3に D MA転送されるときや、旧データがパリティ生成作業領域 2 1 7から排他的論理和生成手段 2 0 3に D M A転送されるときなどにキャッシュがヒットする。また、データライト処理時において、旧データ保持手段 2 1 6に旧データが存在した場合は、新データがパリティ生成作業領域 2 1 7から排他的論理和生成手段 2 0 3に D MA転送されるときなどにキヤッシュがヒッ卜する。

また、遅延パリティ処理時において、パリティ保持手段 2 1 8に更新データ力く存在した場合は、旧パリティがパリティ生成作業領域 2 1 7から排他的論理和生成手段 2 0 3に DM A転送されるときや、新パリティ力パリティ保持手段 2 1 8 からディスクインターフヱ一ス制御手段 2 0 9に D MA転送されるときなどにキャッシユカくヒッ卜" 5る。

メモリ 2 1 2にキャッシュ 2 5 1を設置したことで、高速なデータ読み出しが可能となり、ディスクアレイリード 'ライト処理の高速化を図ることができる。なお、アレイ制御補助手段 2のメモリ 2 1 2に高速リード 'ライト可能なキヤッシュ 2 5 1を設置することは、第 2、第 7、第 8の実施例にも適用できる。以上の説明から明らかなように、本発明の計算機システムによれば、新データの書き込み以外のディスクアクセス回数を削減することでディスクアレイライト処理を高速化することができる。

また、本発明の計算機システムによれば、ディスクアレイ処理プログラムの制御に要する C P Uの負荷を低減することができる。

また、本発明によれば、既存のホスト装置に簡単なサブシステムを付加できる拡張性を向上させることができる。また、本発明の計算機システムによれば、パリティを生成するためのデータをホスト装置側のメィンメモリ上に格納することで、新たにパリティを生成するためのデータを保持するためのメモリやこのメモリを制御するための制御回路を不要としたため簡単な構成であり、かつ低コストを実現することができる。

また、本発明の計算機システムによれば、ホスト装置のシステムバスと複数のディスク装置をそれぞれ制御するディスク装置制御回路とを接続するバスもしくは前記システムバスもしくはメインメモリのトラフィックを低減し、処理の高速化を図ることができる。

また、本発明の計算機システムによれば、メインメモリのメモリ容量を圧迫せずにパリティ生成に必要なデータを保持し、ホスト装置のメインメモリアクセスのトラフィックを低減し、 C P Uの処理の高速化を図ることができる。

また、本発明の計算機システムによれば、複数のディスク装置をそれぞれ制御するディスク制御回路が有するホスト装置のメインメモリへのデータ転送機能を活かし、簡単な構成でメインメモリ上のパリティ生成のためのデータをパリティ生成用メモリに転送することができる。

また、本発明の計算機システムによれば、複数のディスク装置をそれぞれ制御するディスク制御回路が有するホスト装置のメインメモリへのデータ転送機能を活かし、簡単な構成でメインメモリ上のパリティ生成のためのデータをメインメモリ上のパリティ生成のために必要となるデータを格納しておく領域に転送することができる。

また、本発明の計算機システムによればパリティ生成のためのデータ転送を高速化できる。

Claims

請求の範囲

1. 複数のディスク装置と、 C P Uとメインメモリと前記複数のディスク装置を制御するディスク制御回路とを備えたホスト装置とを有する計算機システムであって、前記 C P Uは、前記メインメモリ上のプログラムに従って、前記複数のディスク装置をパリティ付きの論理的な一台のディスクアレイ装置として管理し、前記新データを前記ディスク装置に書き込む処理に遅延させて非同期に前記新、リティの生成と前記ディスク装置への書き込み処理を行うよう制御し、前言己ホスト装置は、

更新データ、旧パリティ、旧データを保持するパリティ生成用メモリと、前記、。リティ生成用メモリに保持されているデータと前記メインメモリ上に保持されている前記ディスク制御回路に書き込むべき新データとから新パリティ又は前記更新データを生成するパリティ生成回路と、

前記デイスクアレイ装置からのデータ読み出し時には前記デイスクアレイ装置に格納されたデータに対応するデータを前記パリティ生成用メモリに転送し、前記ディスクアレイ装置へのデータ書き込み時には前記ディスクアレイ装置に書き込むベきデータに対応するデータを前記パリティ生成用メモリに転送するデータ転送回路と、

を有することを特徴とする計算機システム。

2. 複数のディスク装置と、 C P Uとメインメモリと前記複数のディスク装置を制御するディスク制御回路とを備えたホスト装置とを有する計算機システムであって、

前記 C P Uは、前記メインメモリ上のプログラムに従って、前記複数のデイスク装置をパリティ付きの論理的な一台のディスクアレイ装置として管理し、前記新データを前記ディスク装置に書き込む処理に遅延させて非同期に前記新パリティの生成と前記ディスク装置への書き込み処理を行うよう制御し、

前記ホス卜装置は、

更新データ、旧パリティ、旧データを保持するパリティ生成用メモリと、前記パリティ生成用メモリに保持されているデータと前記メィンメモリ上に保持されている前記ディスク制御回路に書き込むべき新データとから新パリティ又は前記更新データを生成するパリティ生成回路と、

前記ディスクアレイ装置からの読み出し時には読み出すべきデータを前記ディスク制御回路から前記ノ、'リティ生成用メモリと前記メインメモリへ転送し、前記ディスクアレイ装置への書き込み時には前記新データを前記メインメモリから前記、'リティ生成用メモリと前記ディスク制御回路へ転送するデータ転送回路と、を有することを特徴とする計算機システム。

3. 前記旧データは前記新データが書き込まれる直前のデータであり、前記更新データは前記新データと前記新データにより上書きされる前記ディスクアレイ装置のデータとの排他的論理和演算によって生成されたデータであり、前記旧パリティは前記新パリティが書き込まれる直前のパリティであり、前記新パリティは前記更新データと前記旧パリティとの排他的論理和演算によって生成されたデ —夕であることを特徴とする請求項 1又は 2記載の計算機システム。

4. 前記パリティ生成用メモリと、前記パリティ生成回路と、前記データ転送回路は 1つのボード上に搭載され、前記ホスト装置のシステムバスに接続されていることを特徴とする請求項 3に記載された計算機システム。

5. 前記更新データ、旧パリティ、旧データを前記メインメモリ上に保持させたことを特徴とする請求項 3に記載された計算機システム。

6. 前記データ転送回路と前記パリティ生成回路とは 1チップ上に形成されており、前記 1チップは、前記ホスト装置のシステムバスと前記ディスク制御装置とを接続するバスに接続されていることを特徴とする請求項 3に記載された計算機システム。

7. 前記データ転送回路と前記パリティ生成回路とは 1チップ上に形成されており、前記 1チップは、前記ホスト装置のシステムバスに接続されていることを特徴とする請求項 3に記載された計算機システム。

8. 前記更新データ、旧パリティ、旧データを前記メインメモリ上に保持させ、前記データ転送回路と前記パリティ生成回路とは 1チップ上に形成されており、前記 1チップは、前記ホスト装置のシステムバスと前記ディスク制御装置とを接続するバスに接続されていることを特徴とする請求項 3に記載された計算機システム。

9. 前記更新データ、旧パリティ、旧データを前記メインメモリ上に保持させ、前記データ転送回路と前記パリティ生成回路とは 1チップ上に形成されており、前記 1チップは、前記ホスト装置のシステムバスに接続されていることを特徴とする請求項 3に記載された計算機システム。

1 0. 複数のディスク装置と、 C P Uとメインメモリと前記複数のディスク装置を制御するディスク制御回路とを備えたホス卜装置とを有する計算機システムであって、

前記ホスト装置は、

前記ディスクアレイ装置からの読み出し時には読み出すべきデータを前記メィンメモリへ転送し、前記ディスクアレイ装置への書き込み時には前記メインメモリから前記新データを前記ディスク制御回路へ転送する前記ディスク制御回路と、前記ディスクアレイ装置からの読み出し時には前記デイスク制御回路が前記メインメモリに転送した読み出すべきデ一タを前記パリティ生成用メモリに転送し、前記ディスクァレイ装置への書き込み時には前記メインメモリから前記新データを前記リティ生成用メモリに転送するデータ転送回路と、

を有することを特徴とする計算機システム。

1 1. 前記旧データは、前記新データが書き込まれる直前のデータであり、前記更新データは、前記新データと前記旧データの排他的論理和演算によつて生成されたデータであり、前記旧パリティは前記新パリティが書き込まれる直前のパリティであることを特徴とする請求項 1 0記載の計算機システム。

1 2. 前記パリティ生成用メモリと、前記パリティ生成回路と、前記データ転送回路は 1つのボード上に搭載され、前記ホスト装置のシステムバスに接続されていることを特徴とする請求項 1 0又は 1 1の何れかに記載された計算機システム。

1 3. 前記更新デ一夕、旧パリティ、旧データを前記メインメモリ上に保持させたことを特徴とする請求項 1 0又は 1 1の何れかに記載された計算機システム。

1 4. 前記データ転送回路と前記パリティ生成回路とは 1チップ上に形成されており、前記 1チップは、前記ホスト装置のシステムバスと前記ディスク制御装置とを接続するバスに接続されていることを特徴とする請求項 1 0又は 1 1の何れかに記載された計算機システム。

1 5. 前記データ転送回路と前記パリティ生成回路とは 1チップ上に形成されており、前記 1チップは、前記ホスト装置のシステムバスに接続されていることを特徴とする請求項 1 0又は 1 1の何れかに記載された計算機システム。

1 6. 前記更新データ、旧パリティ、旧データを前記メインメモリ上に保持させ、前記データ転送回路と前記パリティ生成回路とは 1チップ上に形成されており、前記 1チップは、前記ホスト装置のシステムバスと前記ディスク制御装置とを接続するバスに接続されていることを特徴とする請求項 1 0又は 1 1の何れかに記載された計算機システム。

1 7. 前記更新データ、旧パリティ、旧データを前記メインメモリ上に保持させ、前記データ転送回路と前記パリティ生成回路とは 1チップ上に形成されており、前記 1チップは、前記ホスト装置のシステムバスに接続されていることを特徴とする請求項 1 0又は 1 1の何れかに記載された計算機システム。

1 8. 請求項 1、 2又は 1 0に記載された計算機システムであって、

前記パリティ生成用メモリと前記データ転送回路の間にキヤッシュメモリを設けたことを特徴とする計算機システム。