【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、動的マップド・データ蓄積システム（ｄｙｎａｍｉｃａｌｌｙ ｍａｐｐｅｄ
ｄａｔａ ｓｔｏｒａｇｅ ｓｙｓｔｅｍ）におけるデータ・デステージング動作に関し、特に、キャッシュメモリから補助記憶装置（ｂａｃｋｉｎｇ ｓｔｏｒ
ｅ）に効率的にデータを書き込むための方法であって、
そこでは、無順序の（ｎｏｎｓｅｑｕｅｎｔｉａｌ）論理アドレスを有するデータが、シーク時間および待ち時間による遅延を実質的に回避しつつ、補助記憶装置に書き込まれるものに関する。

【０００２】

【従来の技術】周辺のデータ蓄積システムのアーキテクチャは、ますます多様化し、かつ、複雑化してきている。 しかし、ホストコンピュータシステムの広範囲な多様性の下でのデータ交換を可能とするために、多くのデータ蓄積システムはホストコンピュータシステムに提示されているアーキテクチャ様式とは実質的に異なるデータを蓄積している。 これらのデータ蓄積システムは、ホストシステムの広範囲な多様性とホストシステムの管理要員が既に理解し、かつ、操作することのできるより簡単なデータ蓄積システム・アーキテクチャを模倣することとなる。 これを実現するために、一般に「マップド・
データ蓄積システム（ｍａｐｐｅｄ ｄａｔａ ｓｔｏ
ｒａｇｅ ｓｙｓｔｅｍ）」として参照されているデータ蓄積システムが、そのデータ蓄積システムの補助記憶装置上の物理的位置とホストシステムにより識別される論理アドレス位置との間でのデータブロックの対応付け（ｍａｐｐｉｎｇ）のための少なくとも一つのマップあるいはテーブルを提供あるいは蓄積するようにされる。
特に、ディスク蓄積装置を有する補助記憶に対しては、
当業者によく知られているように、そのような対応付けが、ホストコンピュータシステムにより用いられる論理アドレス方式（典型的には、ロジカルデバイスの識別とそのロジカルデバイス内の位置に対する論理データアドレスとを含んでいる）および補助記憶装置により用いられるフィジカルアドレス方式（典型的には、シリンダトラックとセクタとの位置を含んでいる）の間の翻訳を行う。 こうして、ホストがマップド・データ蓄積システム上のデータにアクセスするためには、ホストシステムがマップド・データ蓄積システムにデータの論理アドレスを供給し、次いで、マップド・データ蓄積システムがマッピングテーブルを用いてその論理アドレスに対応する物理的な蓄積位置をルックアップし、続いて、そのデータを配置（ｌｏｃａｔｅ）してそれをホストに伝送する。

【０００３】更に改善されたものとして、「動的マップド・データ蓄積システム」として知られるところのデータ蓄積システムにおいては、論理アドレスおよびフィジカルアドレス間の対応付けが固定されていることが要求されない。 すなわち、動的マップド・データ蓄積システムは、補助記憶装置上のデータをいかなるホストシステムのアクテイビティに対しても制限なく再配置する（ｒ
ｅｌｏｃａｔｅ）ことができる。 この特徴によれば、データ蓄積システムは、未割当の蓄積断片（ｕｎａｌｌｏ
ｃａｔｅｄ ｓｔｏｒａｇｅ ｆｒａｇｍｅｎｔ）が合体化されるように蓄積されているデータを再配置することによって、補助記憶装置の断片化が軽減されるので、
例えば、データ圧縮技術から得られる可変長データを効率的に蓄積することができることとなる。 そこで、データ項目が蓄積されているフィジカルアドレスが変化するに伴って、論理アドレスおよびフィジカルアドレスに関連する蓄積された対応付けが修正される。

【０００４】ホストシステムにより知覚されるデータ蓄積アーキテクチャからの更に他の改善としては、しばしば参照されるデータが電子的な速度でホストシステムに出入されるように、データ・キャッシング機構を設けることが、また、マップド・データ蓄積システムにとって通常実施されることである。 そのようなキャッシュメモリは、通常、補助記憶装置とホストシステムとの間のデータ蓄積システム用インターフェイスとなる。 それ故データ蓄積システムに対して入・出力を行う全てのホストシステムは、少なくとも一時的に、キャッシュメモリに属し、そして、そのキャッシュメモリあるいは関係するコントローラは、データのステージング（すなわち、補助記憶装置からキャッシュメモリへデータを読み出す）
およびデータのデステージング（すなわち、キャッシュメモリから補助記憶装置へデータを書き込む）の両方に対応することとなる。 更に、キャッシュメモリのサイズが増大するにつれて、キャッシュメモリ内での要求されるデータが増加することとなり、そこで、ホストコンピュータシステムとデータ蓄積システムとの間でより速いデータの伝送が起きてくることが知られている。 また、
キャッシュメモリのサイズが増大すると、データ・デステージに対するデータ・ステージの割合が、実質的に減少することとなる。 これは、次のような事実に基いている。 すなわち、（ｉ）一般に、ホストコンピュータシステムとデータ蓄積システムとの間のデータ伝送処理作業の実質的な大部分は、ほんの小さい割合のデータに向けられている。 それ故、十分に大きいキャッシュメモリを有することにより、最もアクテイブなデータの実質的部分が再ステージングなしにキャッシュメモリ中に留まることが可能となる。 そして、（ii) キャッシュメモリのサイズにかかわらず、データの維持と完全性を保証するためには、キャッシュメモリ中に存在する修正されたデータに対してデステージング動作が周期的に要求されることとなる。 そこで、マップド・データ蓄積システムの多くは大きなキャッシュメモリを持っていることから、
データのデステージングが、ホストシステムとの間に全体的に設定されるデータ転送速度を増大するための大きな障害になることとなる。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】したがって、動的マップド・データ蓄積システムの全体的な効率を実質的に低下させることなく、デステージング処理を実質的にスピードアップすることが有益である。 本発明は、データがデステージングされるべき補助記憶装置における未割当の（ｕｎａｌｌｏｃａｔｅｄ）蓄積区域への割当ておよび書き込みに要する時間を実質的に減少させることによって、この有益性を実現することを目的とする。

【０００６】

【課題を解決するための手段】本発明は、動的マップド・データ蓄積システム内でデータを効率的にデステージングするための方法および装置に関している。 特に、本発明は、動的マップド・データ蓄積システムのキャッシュメモリからその動的マップド・データ蓄積システムの補助記憶装置へデータを効率的に転送、すなわちデステージングすることに関しており、ここで、その補助記憶装置は、シーク時間および待ち時間による遅延を持つ一つあるいは二つ以上の電気機械的蓄積装置の集合体を有しているものである。 すなわち、、それらの電気機械的蓄積装置は、データ転送ヘッドが物理的な蓄積媒体の特定の部分すなわちトラックに整合される時に、そのヘッドが移動することにより引起されるデータ転送遅れ（シーク時間）を持っており、また、回転する物理的な蓄積媒体上における所望のデータの位置がデータ転送ヘッドに近接するようになるまで待つことによって引起されるデータ変換遅れ（待ち時間）を持っている。 したがって、例えば、そのような電気機械的蓄積装置は、磁気ディスクまたはドラム、あるいは、光ディスクであるということができる。

【０００７】用語（連続アドレス（ｓｅｑｕｅｎｔｉａ
ｌ ａｄｄｒｅｓｓｒｓ）」を、アドレスのシリーズであって、そのシリーズ中の各アドレスに対するシリーズ中の次のアドレスが次の可能となるアドレスである（すなわち、シリーズ中にアドレス・ギャップあるいはホールがない）ようになっているものを意味すると定義し、
また、用語「不連続アドレス（ｎｏｎｓｅｑｕｅｎｔｉ
ａｌ ａｄｄｒｅｓｓｅｓ）」を、シリーズ中にそのようなギャップがある（例えば、アドレス・シリーズ１２
８−５１２，６４０−７６８、１０２４−４０９６においては、ギャップ５１３−６３９および７６９−１０２
３があることとなる）ことを意味すると定義することにより、新規なデステージングの発明が、ホストシステムの不連続論理アドレスを持ったキャッシュメモリのデータを動的マップド・データ蓄積システムの補助記憶装置における未割当のデータ蓄積区域上へ書き込むための方法および装置として、記載されることとなる。 好ましくは、そのようなデータは、その区域における物理的媒体への書き込みが開始すると、シーク時間および待ち時間の遅延を実質的に回避しながら書き込まれることとなる。 更に、そのデータ蓄積区域は、そのような使用可能な未割当のデータ蓄積区域が複数個ある限り、データ転送（すなわち、読み出し／書き込み）ヘッドの動きを、
もしあっても、最少とするように、決定される。

【０００８】デステージング処理は、補助記憶装置内での蓄積の区分編成（ｐａｒｔｉｔｉｏｎｉｎｇ）に従ってデステージングされているキャッシュメモリのデータあるいはデータ記録（ｄａｔａ ｒｅｃｏｒｄ）をグループ化するグループ化ステップを含んでいる。 特に、補助記憶装置は、ホストシステムのロジカルデバイスの各々が単一の補助記憶区分（パーティション）により供給される蓄積を持つように区分編成される。 こうして、それらのロジカルデバイスが補助記憶装置の単一のパーティションに割当てられている複数のデータ記憶は、ともにグループ化される。 各グループについて、順序付けステップが連続する論理アドレスを持つデータを隣接させるように、データを順序付けする。 続いて、デステージング処理は、また、データ蓄積割当ステップを含んでおり、そこでは、あるグループの新しく順序付けられたデータのセグメントが補助記憶装置の割当てられた蓄積となる。 「データセグメント」と表わされるこれらのセグメントは、真に、新しい順序付けにおけるセグメントである、すなわち、もし第一のデータ記録が他の二つのデータ記録の論理アドレス間の論理アドレスを持ち、かつ、これら後者の二つのデータ記録があるデータセグメント中にあるならば、その第一のデータ記録もまたそのデータセグメント中に存在することとなるということに留意することが重要である。 こうして、蓄積割当てステップは、最初に、あるグループの各データ記録をあるデータセグメントに委託し、その後、各データセグメントは、書き込みが始まると中断するシーク時間および待ち時間の遅延なしに、補助記憶装置の未割当の蓄積区域に直ちに書き込まれるか、あるいは、データセグメントは、書き込みが始まると中断するシーク時間および待ち時間の遅延なしに、補助記憶装置の未割当の蓄積区域に直ちに書き込みができるようなデータセグメントが得られるまで、より小さいデータセグメントに分解される。
更に、データセグメントが分解される場合、その分解は、妥当な限り、連続する論理アドレスを持つデータは分離したデータセグメントに分解されないように、実行される。

【０００９】本発明の好適な実施例においては、各ホストシステムのロジカルデバイスが、補助記憶装置に含まれる電気機械的蓄積装置の単一の物理的なグループあるいはパーティションに割当てられる。 デステージされたキャッシュメモリデータのエントリ（ｅｎｔｒｙ）を表わすデータ記録はグループ化されて、各グループは補助記憶装置のそのようなパーティションの一つに対するそれらのデータ記録のみを含むこととなる。 グループ化されると、各グループについて書込コマンドがそのグループを補助記憶装置へ転送し、そこで、そのデータ記録は順序付けられる。 順序付けステップは、一次的にはロジカルデバイスに従い、そして、二次的には各ロジカルデバイスの論理アドレスによって、そのグループのデータ記録を順序付ける。 続いて、データ蓄積割当てステップが各データセグメントについての「データ記述子（ｄａ
ｔａ ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ）」を構成する。 すなわち、そのようなデータ記述子の各々は、データ記録の新しい順序付けに従って関係するデータセグメントを記述する。 例えば、データ記述子は、データセグメントの最初の論理アドレスを識別するビットの数およびそのセグメントにおけるデータエントリの数を含んでいる。 その後、各データ記述子は、そのデータセグメントがグループに対するパーティション上で利用可能な未割当の蓄積区域に直ちに書き込まれるか否かを決定するために用いられる。 二つ以上のそのような未割当の蓄積区域があれば、一つが最小の読出／書込ヘッドの移動となるように、選択される。 しかしながら、そのような補助記憶装置の未割当の蓄積区域がそのデータセグメントに対して直ちに利用可能でなければ、データ記述子は少なくとも二つの新しいデータ記述子に置き換えられる。 新しいデータ記述子の各々は、新しいデータセグメントが、一緒にすると、データ記述子が置き換えられたデータセグメントの分解を構成するように、新しいデータセグメントを記述する。 新しいデータ記述子の各々について、上述した処理手順が繰返えされる。 すなわち、新しいデータ記述子により記述される各新しいデータセグメントが、
そのグループに関係する補助記憶装置のパーティションから未割当の区域へ書き込まれるか、あるいは、新しいデータ記述子が更に小さいデータセグメントを記述するデータ記述子に置き換えられる。 更に、連続する論理アドレスを持つデータ記録が別異のデータセグメントに分離されないようにすることを容易にするための技術が用いられる。 かくして、新しいデータセグメントは、例えば、そのデータセグメントのサイズがそれが導出されたデータセグメントの予め定められた割合以下、あるいは、最大の利用可能な未割当の蓄積区域のサイズ以下となったときに、連続した論理アドレスを持った付加的なデータ記録を持つことができることとなる。

【００１０】上述のデステージング処理手順に関連していえば、動的マップド・データ蓄積システムは、複数の未割当の蓄積断片がより大きい未割当の区域を作るように用いられるように、補助記憶データを再配置することができるので、データ蓄積割当てステップにおいて参照した最初のデータセグメントの大部分に対して、分解は必要とされないこととなる。 すなわち、十分に大きい未割当の蓄積区域は直ちに見い出されることとなる。 こうして、殆んどの場合、高々、一回のシーク時間および待ち時間の遅延が、最初のデータセグメントに含まれるデータを蓄積するために、要求されることとなる。

【００１１】更に、本発明の実施例に対するいくつかの改善が、実現されている。 第一に、補助記憶装置の各パーティションはロジカルデバイスを小規模に集めること（ｓｕｂｃｏｌｌｅｃｔｉｏｎ）によって更に区分することができる。 例えば、パーティションは小規模に区分された（ｓｕｂｐａｒｔｉｔｉｏｎ）蓄積部分を持っており、そのパーティションに関係するロジカルデバイスの各々がオペレータによって容易に割当あるいは操作される別個の蓄積割当区域を持つようにされる。 第二に、
補助記憶装置が複数の電気機械的な蓄積装置を有するならば、そのデータセグメントは、より大きいデータ転送の同時発生が得られるように、複数の蓄積装置にわたって分配されることとなる。 第三に、グループ化ステップは、デステージング処理を分配し、それによって、より大きい同時発生とデータ・スループットとを得るために、順序付けおよびデータ蓄積割当てステップから分離されるようにすることができる。 すなわち、データ記録のグループ化ステップの実行が、動的マップド・データ蓄積用キャッシング制御装置に含まれているプロセッサに割当てられ、一方、順序付けステップおよびデータ蓄積割当てステップは、補助記憶装置に含まれている（複数の）プロセッサにより実行されるようにすることができる。 第四に、ホストシステムのステージングおよびデステージング・コマンド（例えば、バックグラウンド処理としてのデータのステージング）を実行するための処理を開始する能力を持った動的マップド・データ蓄積システムを設けることにより、そのような処理に要求される時間が、動的マップド・データ蓄積システムにそのようなコマンドを送出することができるホストシステムに対して、実質的に相殺されるようにすることができる。

【００１２】

【作用】したがって、本発明およびその実施例は、ホストシステムと動的マップド・データ蓄積システムとの間のデータ転送レートを増大させるための費用対取得効果の改善手段を提供する。 データに関連する論理アドレスが連続であるか否かにかかわらず、データを単一のデータ蓄積区域へデステージングすることによって、シーク時間および待ち時間の遅延が殆んど無くなる。 このことは、キャッシュデータをデステージングするために必要とされる時間を著しく減少させる一方、データをステージングするために必要とされる合計時間に実質的に影響を与えない。 更に、本発明は、動的マップド・データ蓄積システムに既に必要とされているもの以外に、殆んどあるいは全く付加的なハードウエアを要求するものではない。

【００１３】本発明のその他の特徴および利点は、以下に含まれている詳細な説明および付随する図面から明らかとなろう。

【００１４】

【実施例】図１は、本発明による動的マップド・データ蓄積システム１０の極めて概念的な構成を示すブロック図であり、以下それは単に蓄積システム１０として参照される。 蓄積システム１０と少なくとも一つのホストシステム１４との間の結合は、蓄積システム１０が、ホストシステム１４の要求に応答して、ホストシステム１４
からデータを受信し、かつ、ホストシステム１４へデータを送信することができるようにされている。 各ホストシステム１４は、蓄積システム１０を、恰もそれが複数のアドレス可能なデータ蓄積ロケーション（ｌｏｃａｔ
ｉｏｎ）を持っているような装置によりデータを蓄積するための仮想的あるいは論理的なデバイスの集合体に区分されているかのように、見なしている。 そこで、各ホストシステム１４は、論理アドレスを指示することにより、蓄積システム１０の蓄積ロケーションにアクセスする。

【００１５】蓄積システム１０は、不揮発性のデータ蓄積を提供する補助記憶装置１８およびデータキャッシングと、ホストシステム１４および補助記憶装置１８の双方へあるいは双方からのデータ転送制御のために機能することのできる蓄積制御ユニット２２とを有している。
好適な実施例においては、補助記憶装置１８は、補助記憶１８の蓄積容量を供給する複数のデータ蓄積ユニット２４を有している。 各データ蓄積ユニット２４は、他のデータ蓄積ユニット２４から独立して機能する。 更に、
ホストシステム１４により知覚されているように、各ロジカルデバイスは、単一のデータ蓄積ユニット２４内の全体にその蓄積ロケーションを有している。 そこで、データ蓄積ユニット２４は、ホストシステムにアクセスしうるロジカルデバイスの集合体の物理的パーティションを与えることとなる。 各データ蓄積ユニット２４は、順に、蓄積ユニット管理装置２８および複数の電気機械的蓄積装置３２を有している。 各電気機械的蓄積装置３２
は、好ましくは、磁気あるいは光ディスク蓄積装置、または、一般に「安価なディスクの冗長的配列（Ｒｅｄｕ
ｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖ
ｅ Ｄｉｓｋｓ，ＲＡＩＤＳ）」として参照されるような装置の集合体である。 更に、簡単化のために、そのような蓄積装置３２の各々は、以下、単に「ディスク」として引用されることとする。 各ディスク３２は、セクタあるいはデータブロックとして知られているアドレス可能な物理的なデータ区域に区分されたデータ蓄積媒体を有している。 また、各ディスク３２は、蓄積ユニット管理装置２８と結合されている。 蓄積ユニット管理装置２
８は、データ蓄積ユニット２４のディスク３２からおよびディスク３２へのデータ転送をモニタし、制御する。
更に、蓄積ユニット管理装置２８は、また分離している未割当の小さい蓄積区域がより大きい未割当の蓄積区域に集合されるように、データ蓄積ユニット２４内に存在するデータを再配置し、詰め込む。 一実施例においては、蓄積ユニット管理装置２８は、６つのデータチャネルを持っており、各データチャネルは、７つのディスク３２へのデータ転送を支持している。 かくして、各蓄積管理装置２８は４２のディスク３２を支持することができる。 ディスク３２は各種のフオーマットのデータを蓄積するために用いることができる。 例えば、各ディスクが安価な磁気ディスクであれば、それらは一つあるいは二つ以上のＲＡＩＤＳを形成するようにグループ化されるようにすることができる。 更に、データ・マッピングテーブル３６が、ホストシステム１４の論理アドレスとディスク３２のフィジカルアドレスとの間の翻訳を行うために、各蓄積ユニット管理装置２８中に設けられている。 更に、蓄積ユニット管理装置２８は、また、結合されたディスクの各々に対して、未割当のおよび割当られたデータブロックの双方の場所を指示するフリーブロックテーブル４２を有している。

【００１６】蓄積制御ユニット２２に戻れば、この構成要素は、ホストシステム１４と補助記憶装置１８との間のデータをバッファリングするためのキャッシュメモリ４６を有している。 キャッシュメモリ４６は、ホスト・
アダプタ５０を介してホスト１４からのデータを受信および送信する。 加えて、キャッシュメモリ４６はデータエントリに区分され、各エントリは、好ましくは、ディスク３２上のデータブロックのサイズであり、あるいは、そうでなければ、そのようなエントリは、データブロックサイズの集合積となる。 蓄積制御ユニット２２
は、複数のホスト・アダプタ５０を有しており、各アダプタはホスト１４のいずれかとキャッシュメモリ４６との間のデータ転送を制御することができる。 同様に、キャッシュメモリ４６は、蓄積ユニット・アダプタ５４を介して、データ蓄積ユニット２４と、データを受信および送信する。 蓄積制御ユニット２２は、また、複数の蓄積ユニット・アダプタ５４を有しており、各々はデータ蓄積ユニット２４のいずれかとキャッシュメモリ４６との間でのデータ転送を制御することができる。 加えて、
蓄積制御ユニット２２は少くとも一つのプロセッサ５８
を有している。 （複数の）プロセッサ５８は、ホスト１
４のデータ転送コマンド、ホスト・アダプタ５０とキャッシュメモリ４６との間および蓄積ユニット・アダプタ５４とキャッシュメモリ４６との間のデータ転送のモニタおよび制御を解釈する。 加えて、（複数の）プロセッサ５８は、キャッシュデータのステージングおよびデステージングを開始させる。 ある実施例においては複数のプロセッサが好適であるにもかかわらず、以下には、簡単化のために、一つのプロセッサ５８があるものと仮定されている。 プロセッサ５８に関連するプログラムデータ蓄積の中に、いずれのデータ蓄積ユニット２４上に存在するいずれのロジカルデバイスであるかを指示するための構成テーブル（ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎ ｔａ
ｂｌｅ）６２が存在する。 図２は、構成テーブル６２の例示を与えており、そこには、４つのデータ蓄積ユニット２４すなわち２４ａ，２４ｂ，２４ｃおよび２４ｄ、
および、６つの論理装置ＬＤ ₁ ，ＬＤ ₂ ，ＬＤ ₃ ，ＬＤ
₄ ，ＬＤ ₅およびＬＤ ₆がある。 この例については、ロジカルデバイスＬＤ ₂ ，ＬＤ ₃がデータ蓄積ユニット２
４ａに割当てられ、ロジカルデバイスＬＤ ₁がデータ蓄積ユニット２４ｂに割当てられ、ロジカルデバイスＬＤ
₆がデータ蓄積ユニット２４ｃに割当てられ、そして、
ロジカルデバイスＬＤ ₄ ，ＬＤ ₅がデータ蓄積ユニット２４ｄに割当てられている。

【００１７】本発明による新規なデステージング処理を説明するに当り、順次作動される３つのサブプロセスが存在する。 特に、それらは、（ｉ）プロセッサ５８が、
そのデータがデステージされるキャッシュメモリ４６のエントリを決定し、その結果、データ蓄積ユニット２４
に書込コマンドを送出するプロセス（図３）と、（ii）
データ蓄積ユニット２４がデステージされる無順序のアドレスを持ったデータを書き込むプロセス（図４）と、
そして、（iii ）この分野でよく知られているプロセスであって、プロセッサ５８が、書き込みステータス完了（ｓｕｃｃｅｓｓｆｕｌ ｗｒｉｔｅ ｓｔａｔｕｓ）
がデータ蓄積管理装置２４から返送されてくると、キャッシュメモリ４６の部分の割当を解除するプロセス、である。

【００１８】図３を参照すれば、ステップ２０４において、キャッシュメモリ４６のデータをデステージするための決定がなされると、データがデステージされるべきキャッシュメモリ４６のデータエントリが決定されることとなる。 この決定をなすためのよく知られた手法はいくつかあり、ここでは詳細に説明されない。 デステージされるべきデータエントリが決定されたとすると、ステップ２０８において、プロセッサ５８が構成テーブル６
２を用いて、データ蓄積ユニット２４のロジカルデバイスに従ってこれらのエントリのデータ記録をグループ化する。 例えば、デステージされるべきデータが三つ組（Ｄ，ＬＤ，Ａｄｄｒｓ）によって概念的に表わされるとし、ここで、Ｄはデステージされるべきキャッシュメモリ４６のデータエントリであり、ＬＤはデータエントリＤに対するロジカルデバイスであり、そして、Ａｄｄ
ｒｓはデータエントリＤに対するＬＤ内の論理データアドレスである。 図５ａはデステージされるべき９つのデータエントリを示しており、ロジカルデバイスの割当が図２の構成テーブル６２に従っているならば、図５ｂにおける３つのデータグループ５０４、５０８および５１
２がグループ化動作の結果であり、それは、データ蓄積ユニット２４ａに関するグループ５０４、データ蓄積ユニット２４ｂに関するグループ５０８およびデータ蓄積ユニット２４ｄに関するグループ５１２である。 そこで、各グループは、その補助記憶ロジカルデバイスが単一のデータ蓄積ユニット２４に割当られているキャッシュメモリ４６のデータエントリのデータ記録を含んでいる。 ステップ２１２において、データ蓄積ユニット２４
の書込コマンドが各グループのデータ記録（すなわち、
グループ５０４〜５１２）に対して構成される。 そのような各コマンドは、好ましくは１乃至２メガバイトのコマンドサイズにまで、可能な限り多くのそのグループのデータ記録を含む。 典型的には、単一のコマンドがそのようなデータ記録の全てを含んでいる。 ステップ２１６
において、先に構成された書込コマンドの各々が、蓄積アダプタ５４を経て、コマンドのデータ記録のロジカルデバイスに対する蓄積を与えるデータ蓄積ユニット２４
に送出される。 これが達成されると、図３のプロセスは終了する。

【００１９】図４を参照すれば、各データ蓄積ユニット２４が蓄積制御ユニット２２から受け取った書込コマンドを実行するプロセスが提示されている。 蓄積ユニット管理装置２８が書込コマンドを受けて解釈したとすると、ステップ３０４において、蓄積ユニット管理装置２
４は、書込コマンド内のデータ記録の再順序付けを指示するデータ記録参照のリスト作成する。 すなわち、そのリストは一緒に集められた同じロジカルデバイスとともに全てのデータ記録に対する参照を持ち、これら集合体の各々は参照されたデータ記録のロジカルデバイスのデータアドレスに従って順序付けられる。 例えば、図２および図５に用いられているロジカルデバイスの順序付けをＬＤ ₁ ＜ＬＤ ₂ ＜ＬＤ ₃ ＜ＬＤ ₄ ＜ＬＤ ₅ ＜ＬＤ ₆とする。 そこで、図５ｂの３つのグループ５０４，５０８
および５１２が書込コマンドにおいて、それぞれデータ蓄積ユニット２４ａ，２４ｂおよび２４ｄに転送され、
各グループは、受信しているデータ蓄積ユニット２４の蓄積ユニット管理装置２８により、図５ｃに概念的に例示されているように再順序付けされる。 かくして、グループ５０４がグループ５１６として再順序付けされ、グループ５０８は再順序付けを要求せず、そして、グループ５１２がグループ５２０として再順序付けされる。 ステップ３０８において、少なくとも１つの最初の「データ記述子」が構成され、それは再順序付けされたデータ記録のデータセグメントを識別する。 好適な実施例においては、蓄積システム１０は、データ蓄積ユニット２４
内のディスク３２の集合体をロジカルデバイスに従うサブパーティションに区分する能力を持ったホスト１４を提供する。 データ蓄積ユニット２４内への蓄積がロジカルデバイスに従って区分されるならば、そのようなサブパーティションの各々に対して、そのような一つのデータ記述子が構成され、その記述子がそのサブパーティションに関係するロジカルデバイスを持ったデータ記録の全てを参照するデータセグメントを記述するようにされる。 代わりに、データ蓄積ユニット２４内の蓄積がロジカルデバイスにより区分されていないならば、単一のデータ記述子が記述されたデータセグメントがそのグループの全てのデータ記録を含むように構成される。 ステップ３１２において、各データの記述子は、「記述子リスト」に載せられる。 このリストは、ディスク３２に未だ書き込まれていないデータセグメントのデータ記述子を含むようにされている。 記述子リスト上の各データ記述子について、そのデータ記述子により記述されたデータセグメントがディスク３２に書き込まれるか、あるいは、そのデータ記述子は二つの新しいデータセグメントを記述する二つのデータ記述子に置き換えられて、その新しいデータセグメントが置き換えられたデータ記述子に対応するデータセグメントの分解されたものとなる。
ステップ３１６において、蓄積ユニット管理装置２８は新しいディスク３２を決定し、フリーブロックテーブル４２の対応部分がそのディスク３２上でフリーブロックの十分に大きな集合がある場所（ｌｏｃａｔｉｏｎ）を求めて走査されるようにして、記述子リストの先頭のデータ記述子によって記述されるデータセグメントを蓄積する。 このディスク３２は識別子「ＰＨＹ ＤＥＶ」を割当てられる。 このディスク３２の決定は、上述した蓄積ユニット管理装置２８によって制御されるディスク３
２上に存在する上述した蓄積の区分編成に依存することに留意すべきである。 こうして、ＰＨＹ ＤＥＶに割当てられるディスク３２は、サブパーティションが特定化されているならば、ディスク３２の適当なサブパーティションから開始されることとなる。 更に、好ましくは、
このステップは、データを蓄積するために最近時点に用いられたディスク３２と一致するものにＰＨＹ ＤＥＶ
を割当てる。 かくして、ステップ３１６の繰返し実行が、ＰＨＹ ＤＥＶに割当てられることとなる蓄積ユニット管理装置２８に結合されているディスクに亘って循環される。 判定ステップ３２０において、書き込みが開始すると、機械的な遅延を中断することなく連続的に書き込まれるところの、ＰＨＹ ＤＥＶ上の未割当のデータブロックの十分に大きい集合を特定する未割当の蓄積区域が存在するか否かについて、決定がなされる。

【００２０】平均的には、シーク時間遅延は実質的に待ち時間遅延により大きいので、そのような十分に大きい未割当の蓄積区分が二つ以上生じるならば、シーク時間遅延量の減少がもたらされるように、そのような区域の一つが選択される。 すなわち、ヘッドを蓄積区域に近接して位置決めするためにより少ない読出／書込ヘッドの移動が要求されるように、十分に大きい未割当の蓄積区域を位置付けることによって、シーク時間遅延を減少されるという手順が用いられる。 このことは、フリーブロックテーブル４２の構造とその採用によって達成される。 各ディスク３２に対して、フリーブロックテーブル４２は、次のようなビットの集合すなわちビットマップを含んでいる。 すなわち、（ｉ）そのビットマップは、
ディスク３２上のデータブロック毎に１ビットを含んでおり、そこでは、ビットの値がデータブロックが割当られているか否かを示すこととなる。 （ii) そのビットマップは、物理的媒体上の隣接するシリンダ・トラックがビットマップ中の連続するビットからなる隣接するセクションを持っており、かつ、そのような各セクション内のビットが、隣接するビットマップのビットとともに、
データブロックが機械的遅延なしに連続的に書き込まれるような態様で順序付けられるように、直線的に順序付けられている。 そこで、例えば、ディスク３２が単一の磁気ディスク盤からなる場合、シリンダ・トラック内のディスクブロックはシリンダ・トラック内のそれらの物理的な隣接に従って順序付けられることとなる。

【００２１】データセグメントの蓄積割当ての間における読出／書込ヘッドの動きを減少させるために、フリーブロックテーブル６２は、各ディスク３２のビットマップに対して、関連する読出／書込ヘッド位置の指示器、
すなわち、そのビットマップ内において読出／書込ヘッドが当面位置決めされているシリンダ・トラックを指示するレジスタを持っている。 「ｎ」個のデータブロックのデータセグメントに対する蓄積が求められているとき、単一のシリンダ・トラック内の「ｎ」個の連続的なビットに対してビットマップの走査が行われて、それらのビットはそれらに関係するデータブロックが未割当であることを示すこととなる。 その走査は、読出／書込ヘッド位置の指示器により指示されたシリンダ・トラックおよび隣接するトラックに対するビットを走査することにより、開始される。 未割当のデータブロックを示す「ｎ」個の連続するビットが見い出されなければ、その走査は方向を逆転し、読出／書込ヘッドが位置決めされているシリンダ・トラックに隣接する他のシリンダ・トラック（もしあるならば）を表わすビットマップの部分に走査を続行する。 この走査は、シリンダ・トラック、
そして元のシリンダ・トラックから次に最も遠い隣接するシリンダ・トラック（もしあるならば）に対し、ビットマップ中にわたって続行される。 未割当のデータブロックを示す連続する「ｎ」個のビットが依然として見い出されなければ、走査は再び方向を転換し、先に走査されなかった新しい方向に存在するビットマップの次の部分（もしあるならば）に走査を続行する。 こうして、この走査は、読出／書込ヘッドが位置決めされているシリンダ・トラックに次に近接するシリンダ・トラックを表わすビットマップ中の次の未走査部分を累進的に走査しつつ、未割当の蓄積部分を示す「ｎ」個の連続するビット値が見い出されるか，あるいは、ディスク３２に対する全ビットマップが走査されて、十分な未割当の蓄積部分が位置付けられないこととなるまで、ビットマップ中を前後に繰返し走査して行われる。

【００２２】ビットマップ中のビット列によって十分な未割当の蓄積部分が指示されれば、ステップ３２４において、このビット列に関連する蓄積部分がフリーブロックテーブル４２により割当られ（すなわち、その列のビットが割当られる蓄積部分を指示するように切換えられ）、その蓄積部分の位置がビットマップ内のそのビット列の位置を用いて決定され（よく知られている態様で）、そして、データセグメントがＰＨＹ ＤＥＶ上の新しく割当られた蓄積部分に書き込まれる。 このステップは、また、補助記憶装置１８内に存在するデータセグメント中のデータ記録の以前のコピーに対しては蓄積の割当てを解除することに留意すべきである。 ステップ３
２８において、データマッピングテーブル３６が、ステップ３２４において書き込まれた各データ記録に対するロジカルアドレスとフィジカルアドレスとの間の対応付けを与えるエントリにより、更新される。 そこで、データ記録が補助記憶装置１８上に蓄積された以前のコピーを有しているならば、その以前のコピーの物理的なロケーションを示すテーブル３６中のエントリが解除される。 加えて、データ記述子が記述子リストから取り除かれる。 判定ステップ３３２において、その記述子リスト上に更なるデータセグメントの記述子が存在するか否かについて、決定がなされる。 記述子リスト上に更なる記述子がなければ、ステップ３３６が実行され、リターン・ステータス信号が蓄積制御ユニット２２に送出されて、デステージされるデータが補助記憶装置１８へ良好に書き込まれたことを指示する。 代わりに、記述子リスト上に他のデータ記述子が存在すれば、記述子リストの先頭にある当面の記述子に関係するデータセグメントを書き込む場所を決定するために、ステップ３１６が再び実行される。

【００２３】判定ステップ３２０に戻って、ＰＨＹ Ｄ
ＥＶ上で利用可能な十分に大きな量の未割当の蓄積部分を示すロケーションが見い出されなければ、ステップ３
４０が次に実行される。 このステップにおいては、当面のデータセグメントを書き込むために十分に大きい蓄積区域を求めてチェックされていない同じ補助記憶装置１
８の区分（あるいはサブパーティション）中に他の関係するディスク３２が存在するか否かについて、決定がなされる。 チェックされうるディスク３２が更になければ、ステップ３４４において、記述子リストの先頭の当面のデータ記述子は取り除かれる。 ステップ３４８において、二つの新しいデータ記述子が構成され、それらの各々は、上述において記述子リストからそのデータ記述子が取り除かれたデータセグメントの全データ記録を協働して含むこととなる二つのより小さいデータセグメントを記述する。 好ましくは、それら二つの小さいデータセグメントは実質的に同じサイズである。 しかしながら、同じデータセグメント内で同時にデータがアクセスされるかのように保持することも、また、望まれている。 特に、同様な小さいデータセグメント内に含まれるように分解されているデータセグメント内では連続する論理アドレスを持つことが望まれる。 そこで、分解されるデータセグメントがグループ５２０中のデータ記録を参照するものであるとすれば、このデータセグメントの好適な分解例が図５（ｄ）に示されている。 この例では、グループ５２８の上部二つのデータ記録は連続しており、したがって、双方とも同じデータセグメントに配置されている。 各種の発見的手法が最適な分解を実施するために実現されうる。 例えば、そのような手法の一つは、新しいデータセグメントは、二つの新しいデータセグメントのサイズの差がある予め定められた値より小さい限り、拡張されるようにすることである。 ステップ３
５２において、新しいデータセグメントの記述子が記述子リストの先頭に挿入される。 続いて、その記述子が記述子リストの先頭にあるデータセグメントを書き込むロケーションを決定するために、ステップ３１６に戻るように分岐が実行される。 他に、ステップ３４０において、十分に大きな未割当の蓄積区域のチェックを行うことができる他のディスク３２が存在する場合にも、また、ステップ３１６に直ちに分岐する。 こうして、他のディスク３２が未割当の蓄積部分をチェックされる場合に採用される決定のための分岐に関係なく、ステップ３
１６ヘの分岐が実行される。 それ故、ステップ３１６以下のステップにおいては、実行のフローは、書き込むデータが更にあればステップ３１６へ戻るようにループするか、あるいは、ステップ３３６において終了し、かつ、蓄積制御ユニット２２にステータス信号を送出することとなる。

【００２４】書込コマンドのグループ化されたデータ記録から直接導出された最初のデータセグメントの実質的に全てのものに対して、書き込み中に最大で一度のシーク時間および待ち時間の遅延がもたらされることとなる。 すなわち、これらのデータセグメントは、分解されることなくディスク３２に直接書き込まれる。 このことは、好ましくは、各蓄積ユニット管理装置２４が、当面のデータ転送要求がない時のバックグラウンド処理において、未割当のディスク蓄積断片がより大きい隣接する未割当の蓄積区域に合体されるように、データを再配置し、かつ、圧縮するというよく知られている処理手順を実行することに基づくものである。 かくして、典型的には、最も大きいデータセグメントに対して十分大きな蓄積区域が存在することとなる。

【００２５】書込コマンドに対する全てのデータが良好に補助記憶装置に書き込まれた後、ステータス信号が蓄積制御ユニット２２に返送される。 そこで、プロセッサ５８は、その書込コマンドに関連するグループのデータ記録によって占有されているキャッシュメモリ４６の割当てを解除し、このメモリを直ちに次のキャッシュメモリ要求にリザーブさせるか、あるいは、従来よく知られた態様でそのメモリの割当を解除する。

【００２６】

【発明の効果】以上述べたところにより、デステージング期間中のシーク時間遅延が実質的に軽減されるようなデータをデステージングする実効的手法が開示されている。 しかしながら、上述のデステージング処理手順は一連の論理アドレスがディスク３２上に連続的に蓄積されていない場合のステージング処理に対しては、より多くの時間を必要とするので、ホスト１４のデータ転送に対する全体的なマイナス効果がそのデステージングにおける利点の大部分を差引ひくこととなる。 この点については、次の事実が示しているように、本発明の好ましい実施例においてはそうではない。 第一に、大規模なキャッシュメモリが用いられれば、データのステージングは殆んど行われない。 そこで、ステージング動作間の時間が長くなろうとも、そのような動作が殆んどないことによって差引かれることとなる。 例えば、この利点を実現するために、典型的な応用においては、キャッシュメモリ４６が少くとも２５６メガバイトの蓄積容量を持つことが好ましい。 第二に、ホスト１４のオペレーティングシステムは、後の処理においていずれのデータブロックがアクセスされるようになるかを決定する点において、発展的により複雑化されてきつつある。 そこで、ホスト１
４は、ますます、蓄積システム１０に対して、いずれのデータが後の処理のためにステージされるべきかを特定化することができるようになり、それ故、蓄積システムが、そのデータが必要とされる前のバックグラウンド処理として、データをステージすることができることとなる。

【００２７】上述した本発明の議論は、例示と説明のためになされたものである。 更に、その説明は、ここに開示されている形式に本発明を限定するものではない。 したがって、当面の技術に関する熟練と知識の範囲内において、上述した教示に対応する変形や修正を行うことは、本発明の権利範囲内のものである。 更に、上述した実施例は、本発明の実施に当り現在知りうるベストモードを説明するためのものであり、そして、当業者がそのように、あるいは、他の実施例として、また、彼等が特に本発明を応用あるいは使用することにより求められる各種の修正を有するものとして、本発明を利用することを可能とするためのものである。 前記した特許請求の範囲は、従来技術によって許容される範囲までの変形実施例を含むように解釈されることを意図するものである。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明が実施されている動的マップド・データ蓄積システムの概略的な機能ユニット構成を例示するブロック図である。

【図２】構成テーブル（ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎ
ｔａｂｌｅ）の概念的な表示の例示である。

【図３】デステージングのためにデータ記録をグループ化する際に、蓄積制御ユニットにより実行されるステップを示すフローチャートである。

【図４】補助記憶用電気機械装置にデステージされたデータを書き込む際に、補助記憶装置における蓄積ユニット管理装置の各々によって実行されるステップを示すフローチャートである。

【図５】本発明によるデータ記録のグループ化および順序付けがいかに行われるかを説明するための説明図である。

【符号の説明】

１０…マップド・データ蓄積システム １４…ホストシステム １８…補助記憶装置 ２２…蓄積制御ユニット ２４…データ蓄積ユニット ２８…蓄積ユニット管理装置 ３２…ディスク ３６…データ・マッピングテーブル ４２…フリーブロックテーブル ４６…キャッシュメモリ ５０…ホストアダプタ ５４…蓄積ユニットアダプタ ５８…プロセッサ ６２…構成テーブル