JP2000148403A - ディスクアレイ - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 並列転送できるデータ数を増大する。 【解決手段】 ディスクアレイのディスク制御装置２に
接続されたドライブユニット３において、複数のドライ
ブ４からなる論理グループ５を構成する。この論理グル
ープ５内において各データは同一のドライブに保持され
た複数のデータのコピーデータは、そのドライブ以外
の、互いに異なる他のドライブに分散して保持されるよ
うに、二重化して格納される。 同一のドライブに保持
されたデータを複数読み出す場合、それらのデータの２
重化データあるいは元データを異なるドライブから並列
に読み出す。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は複数のデータを２重化し
て保持するディスクアレイ装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】現在、コンピュータ等の情報処理装置に
おいては、中央処理装置(ＣＰＵ)等の上位側装置が必要
とするデータは２次記憶装置に格納され、ＣＰＵからの
要求に応じてデータの読出し／書込みが行なわれる。こ
のような２次記憶装置には、一般に不揮発な記憶媒体が
使用されていおり、その代表的なものとして、磁気ディ
スク装置、光ディスク装置などがある。

【０００３】近年、高度情報化に伴い、２次記憶装置に
対する処理速度等の性能の向上、あるいは信頼性の向上
が要求されてきている。このような要求に答えるため、
以下に述べるような比較的容量の小さな複数のディスク
装置（以下、ドライブとする）とくに磁気ドライブを用
いて構成されるディスクアレイ装置が考えられている。

【０００４】ディスクアレイ装置は、そのデータ格納方
法によりいくつかの種類に分類される。

【０００５】まず、図１６（ａ）にミラーディスクを用
いたディスクアレイ装置におけるデータの格納方式を示
す。

【０００６】ミラーディスクを用いたディスクアレイ装
置では、２台のドライブに全く同じデータを同じように
格納する。図１６（ａ）ではドライブ＃１とドライブ＃
２がペアとなりドライブ＃３とドライブ＃４がペアとな
っており、２つのミラーディスクペアにより１つの論理
グループが構成されている。このようなアレイディスク
装置では、それぞれのドライブのペアにはそれぞれ同一
のデータが格納されているため、例えば、ドライブ＃１
に障害が発生し、その内部に格納されているデータが読
み出せなくなったなった場合、ドライブ＃２からデータ
を読み出すことによりドライブ＃１に格納したデータへ
のアクセスが可能となる。なお、ドライブ＃２に障害が
発生した場合は同様にドライブ＃１からデータを読みだ
すことによりドライブ＃２のデータへのアクセスが可能
となる。このように、ドライブ＃１，＃２のペアでは一
方のデータがバックアップデータとなり、ドライブ障害
に対し信頼性を向上させることができる。ドライブ＃
３，＃４のペアについても同様のことがいえる。また、
ミラーディスクを利用し、２台のドライブにおいて、並
列に処理する方法について、特願平３−２５３９３３に
開示されている。

【０００７】図１６（ｂ）には、ＣＰＵから転送されて
きた一つのデータ３を分割し、分割したデータのそれぞ
れを複数のドライブ＃１−＃３にパラレルに記録するタ
イプ（ＲＡＩＤ３）のディスクアレイ装置を示す。この
ディスクアレイ装置では、記録したデータを読み出す場
合、データ格納時とは逆に、各ドライブに記録されてい
る分割されたデータを同時に読み出し、この読み出した
データをつなぎあわせて元のデータを再生しＣＰＵへ転
送する。このように、複数のドライブからデータをパラ
レルに読み出し、または書き込むことを以下ではパラレ
ル処理という。

【０００８】このような、複数のドライブのパラレル処
理では、パラレル処理を行なうドライブのグループを単
位として、記録媒体であるディスクの回転を同期させ、
グループ内の各ドライブに対しては、同一のアドレスに
対しデータの読み出し／書込みを行なう。これにより、
複数のドライブが同じ動作を行う。このようにデータを
分割してパラレル処理を行なうディスクアレイ装置にお
いては、信頼性を向上させるため、分割したデータから
ＥＣＣ（エラーコレクションコード）を作成し、このＥ
ＣＣを格納する専用のドライブ＃４を用意する。ＥＣＣ
が奇数パリティの場合、各ドライブに格納されているデ
ータについて、横方向の各ビットに対し、１となるビッ
トの数が奇数となるようにパリティが設定される。例え
ば、図１８に示すように、ｒｏｗ＃７について、ドライ
ブ＃１，３のデータビットが１であり、ドライブ＃２の
データビットが０となっているとする。この場合、パリ
ティは１となる。ここで、もし、ドライブ＃１（ドライ
ブ＃２，３についても同様）に障害が発生し、ここから
データが読み出せなくなった場合は、ドライブ＃２，３
のデータとドライブ＃４のパリティからドライブ＃１内
のデータを復元することが可能となる。

【０００９】アレイディスク装置の種類の３番目として
図１７（ａ）および（ｂ）にデータを分割せずに個々の
データをドライブに格納し、それぞれのデータを独立に
扱うタイプ（ＲＡＩＤ５）のディスクアレイ装置を示
す。このようなディスクアレイ装置においても信頼性を
向上させるため、ＥＣＣを作成する。このようなディス
クアレイ装置においては、図１７（ａ）および（ｂ）に
示すようにｒｏｗ方向の各データのグループに対しＥＣ
Ｃが作成される。このディスクアレイ装置では、ＥＣＣ
を格納する専用のドライブを用意せず、ＥＣＣをデータ
と同様に各ドライブに振り分けて格納する。もし、ドラ
イブ＃１（ドライブ２，３，４についても同様）に障害
が発生した場合はドライブ＃２，３，４に格納されてい
るデータおよびパリティからドライブ＃１内のデータを
復元することが可能となる。

【００１０】このようなディスクアレイ装置に関する代
表的な論文として、D.Patterson, G.Gibson,and R.H.Ka
rtz による“ A Case for Redundant Arrays of Inexpe
nsive Disks(RAID)”, ACM SIGMOD Conference,Chicag
o,IL,(June,1988) PP109-116がある。この論文には、上
記の各ディスクアレイ装置について、その性能および信
頼性の検討結果が報告されている。１番目に述べた従来
ミラー方式はこの論文ではFirst Level RAIDとして述べ
られており、２番目のデータを分割してパラレル処理を
行なう方式はThird Level RAID（以下ＲＡＩＤ３とす
る）として述べられ、３番目に述べたのデータを分散
し、パリティも分散して格納する方式はFifth Level RA
ID（以下ＲＡＩＤ５とする）として述べられている。現
在この論文に書かれている方式のディスクアレイ装置
が、最も一般的なディスクアレイ装置であると考えられ
ている。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】従来のミラー方式のデ
ィスクアレイ装置（図１６（ａ））では、データ＃１か
ら１２までといって大量のデータをＤＫＣ内のキャッシ
ュメモリへ転送する場合、通常はドライブ＃１または２
からデータ＃１、２、３、４………、１２を順に読みだ
しキャッシュメモリへ転送する。ここでデータ処理時間
Ｔｍは、キャッシュメモリへ転送するデータ量をＤ（Ｋ
Ｂ），転送速度をＳ（ＭＢ／ｓ）、処理のオーバヘッド
をＴohとすると

【００１２】

【数１】 Ｔｍ＝Ｄ／（Ｓ×１０００）＋Ｔoh （ｓ） （１） となり、Ｔｍは１台のドライブで通常のデータ処理を行
なう時間に等しくなる。

【００１３】このため、高速転送は期待できない。ＣＰ
Ｕ，ドライブ間においてランダムに少量のデータの読み
出し／書込みを行なう通常のアクセスの場合、アクセス
性能（単位時間当りの最大読み出し／書込み処理件数）
は、読み出しでは４台のドライブで同時に４個の要求を
受け付けられ、書込みでは２台のドライブの２ペアーで
２個の要求を受け付けることが可能となる。このため、
大量のデータを高速に転送する性能は低いが、ＣＰＵ、
ドライブ間における通常の読み出し／書込み処理性能は
高い。

【００１４】一方、従来のＲＡＩＤ３タイプのディスク
アレイ装置（図１６（ｂ））においては、一つのデータ
を分割してドライブ＃１から３に格納しており、データ
の読み出し／書込みは、常に４台（パリティ用のドライ
ブ１台を含む）のドライブに対し同時に行なわれる。こ
のため、個々の各ドライブ内のデータのみでは意味が無
く、ドライブ＃１から３までのデータが全て揃わないと
一つのデータにはならない。この場合、転送速度は３×
Ｓ（ＭＢ／ｓ）となり、データ処理時間Ｔ３は、キャッ
シュメモリへ転送するデータ量をＤ（ＫＢ），オーバヘ
ッドをＴohとすると

【００１５】

【数２】Ｔ３＝Ｄ／（Ｓ×１０００×３）＋Ｔoh≒Ｔｍ
／３ （ｓ） （２）となる。ＲＡＩＤ３ではパラレ
ル処理が行なわれ、このように大量のデータ転送を行な
う場合には、図１９（ａ）に示すようにＴohは無視で
き、従来のミラー方式（図１６（ｃ））のように１台の
ドライブでデータ処理する場合と比較し、データの転送
時間は約１／３となり、キャッシュメモリへシーケンシ
ャルに大量のデータを高速に転送する場合は効果的であ
る。

【００１６】しかし、ＣＰＵがドライブに対して通常の
読み出し／書込みを行なう場合は、データの格納先はラ
ンダムで小容量のデータであり、しかも要求は頻繁に出
されてくる。ＲＡＩＤ３では１つのデータに対しドライ
ブ＃１から４までを同時にアクセスするため、ドライブ
が４台あっても一度に受け付けられる読み出し／書込み
要求は１つだけである。パラレル処理により転送速度が
速くなっても図１９（ｂ）に示すように小さなデータ量
ではデータ処理時間の中でオーバヘッドが占める割合が
大きいのであまり効果が無い。このため、ＣＰＵ、ドラ
イブ間における通常の読み出し／書込み処理の性能の向
上はあまり期待できない。

【００１７】ＲＡＩＤ５のディスクアレイ装置において
は、図１７（ａ）のように、ドライブ単位でデータの塊
（例えば、ドライブ＃１ではデータ＃１、２、３、４、
５、６、７、８、９）を格納してある場合、従来のミラ
ー方式と同様に、例えば、＃１のデータから順にキャッ
シュメモリへ転送するには、ドライブ＃１から一連のデ
ータを読みだしキャッシュメモリへ転送する。このた
め、データ処理に要する時間は、従来のミラー方式と同
様に１台のドライブでデータ処理する時間となる。しか
し、論理グループ全体のデータを読み出し／書込みを行
なう場合はドライブ＃１，２，３，４をパラレルに同時
に処理することにより高速転送を可能とする。

【００１８】一方、図１７（ｂ）のように、ドライブ間
に渡ってデータの塊（データ＃１、２、３、４、５、
６、７、８、９）を格納してある場合、シーケンシャル
に一度に処理する時は、ＲＡＩＤ３と同様にドライブ＃
１、２、３、４からのデータをパラレルに処理しキャッ
シュメモリへ転送することができる。従って、この場合
にはＲＡＩＤ３と同様、大量のデータであれば従来のミ
ラー方式のように１台のドライブでデータ処理する場合
と比較し、約１／３の時間の処理時間ですむ。ＲＡＩＤ
５におけるこのようなデータの格納方法は、キャッシュ
メモリへシーケンシャルに大量のデータを高速に転送す
る場合は効果的である。

【００１９】ＲＡＩＤ５において、ＣＰＵ，ドライブ間
のランダムで小容量のデータの読み出し／書込み処理を
行なう場合、図１７の（ａ）および（ｂ）のいずれのよ
うにデータを格納しても、従来のミラー方式と同様に４
台のドライブで読み出し要求は同時に４個、書込み要求
はは同時に２個の要求を受け付けることが可能となる。
しかし、ＲＡＩＤ５ではデータを書き込む場合、パリテ
ィの変更に大きなオーバヘッドを必要とする。例えば、
図１７（ａ）において、ドライブ＃２のデータ＃１０を
書き替える場合（図１７（ｂ）ではデータ＃２を書きか
える場合）、まず、データ＃１０とドライブ＃４のパリ
ティを読み出す。この読みだしに、平均して１／２回転
の回転待ちが必要となる。次にこの読み出したデータ＃
１０とパリティと新しく書き込むデータ＃１０から新し
いパリティを作成し、この新しく書込むデータ＃１０と
新しく作成したパリティをそれぞれ、ドライブ＃２，４
に書き込む。この際、さらに１回転の回転待ちが必要と
なり、書込み処理には合計最低１．５回転の回転待ちが
必要となる。従来のミラー方式、ＲＡＩＤ３では読みだ
し／書き込み処理の回転待ちは平均して１／２回転です
む。このディスクの回転は機械的なオーバヘッドであ
り、他の電気的なオーバヘッドと比較し非常に大きい。
このため、書込み処理におけるディスクの回転待ちは非
常に大きなオーバヘッドとなり、ランダムな小容量のデ
ータを処理する場合、処理性能は大きく低下する。従っ
て、ＲＡＩＤ５において、図１７（ｂ）のようにデータ
を格納しても、大量のデータを高速に転送する性能は高
いが、ＣＰＵ、ドライブ間における通常の読み出し／書
込み処理で、書き込み要求が多くなると処理性能は低下
してしまう。

【００２０】以上のように従来のミラー方式、ＲＡＩＤ
３，およびＲＡＩＤ５では、半導体記憶装置−ドライブ
間における大量なデータ転送の高速化という要求と、Ｃ
ＰＵ−ドライブ間における通常の読み出し／書込み性能
の向上という要求を両立することはできない。

【００２１】本発明の目的は、従来技術の上記問題を解
決したディスクアレイ装置を提供することである。

【００２２】

【課題を解決するための手段】このために、本発明によ
るディスク装置は、各ディスク装置に格納される複数の
元のデータのコピーデータを、そのディスク装置以外の
互いに異なる他のディスク装置に分散して格納する制御
回路を有する。

【００２３】このようにデータを二重化すると共に、あ
るディスク装置に格納されたデータの二重化データを他
のディスク装置に分散させて格納することにより、ある
ディスク装置内に格納される複数のデータを読み出す
際、他のディスク装置からそれぞれのデータに対応する
データを同時に読み出すことによりパラレル処理を可能
とし、高速なデータ転送を実現できる。

【００２４】

【発明の実施の形態】以下、図面を用い本発明について
詳細に説明する。

【００２５】（実施例１）図１は、本発明による二重化
ディスクアレイ装置の一実施例の構成図である。

【００２６】ＣＰＵ１にはディスク制御装置（以下ＤＫ
Ｃとする）２が接続され、ＤＫＣ２には複数のドライブ
４により構成されるドライブユニット（以下ＤＵとす
る）３が接続されている。ＤＫＣ２は、ＣＰＵ１および
拡張記憶装置（ＥＳ）１９との間のインターフェース
（Ｉ／Ｆ）制御を行うチャネルＩ／Ｆコントロールユニ
ット（以下ＣＩＣＵとする）６、ＤＵ３内のドライブ４
に対するデータの読みだし／書き込みを制御するデータ
コントロールユニット（ＤＣＵ）７、および、ドライブ
４−ＤＫＣ２間のインターフェース制御を行なうドライ
ブＩ／Ｆコントロールユニット（以下ＤＩＣＵとする）
１０により構成される。ＤＵ３は２台以上のドライブ４
により構成される１または複数の論理グループ５により
構成される。

【００２７】論理グループ５内には、二重化されたデー
タの両方が格納されており、元のデータとそのコピーと
はそれぞれ別のドライブ４に格納されている。

【００２８】各ドライブ４の内部構造を図２に示す。デ
ータが記録される複数のディスク１１が一本の軸１２を
中心に回転するように設けられており、ディスク１１上
のデータはヘッド１３により読出され、あるいは書き込
まれる。このヘッド１３は一枚のディスク１１の一面に
対し最低１個必要で、全てのヘッド１３はアクチュエー
タ１４によりディスク１１に対し同時に位置決めされ
る。ドライブ４ではディスク面上には同心円のトラック
にデータが記憶されており、一回のヘッド位置決めによ
り読み出し／書込み可能なトラックの集合をシリンダと
呼ぶ。ディスク面上では外周から内周に向い、各トラッ
クに対しシリンダアドレスが付けられている。データの
読み出しまたは書き込みを行う場合は、当該データが格
納されている、または、格納すべきアドレスをＣＰＵ１
より指定してアクセスする。具体的には、ＣＰＵ１から
は、ヘッド１３を選択するヘッド番号とシリンダアドレ
スの組からなるドライブ内アドレスを指定して読みだ
し、あるいは書き込み命令を発行し、指定されたアドレ
ス内のヘッドアドレスに対応したヘッド番号をヘッドセ
レクタ１５により選択し、シリンダアドレスに対応した
トラックまでアクチュエータ１４によりヘッド１３を移
動させるシークを行う。データの格納されている、また
は、格納すべきアドレスへのアクセスが完了した後、パ
スセレクタ１６により上位とのパスを選択し、ディスク
１１からＲ／Ｗ回路１７によりディスク１１上のデータ
を読み書きする。論理グループ５内においては各ドライ
ブ４は各々異なった任意のドライブ内アドレスへアクセ
スすることが可能である。

【００２９】次にＤＫＣ２内のＣＩＣＵ６とＤＣＵ７に
ついて図１により説明する。

【００３０】ＣＩＣＵ６はインターフェースアダプタ
（以下ＩＦ Ａｄｐ）２１とチャネルパススイッチ２２
により構成される。ＣＩＣＵ６はＣＰＵ１とＤＫＣ２間
の外部パス２０を切り替え、当該ＣＰＵ１とＤＫＣ２間
の接続を行なう。具体的には読み出し時はチャネルパス
スイッチ２２により当該ＣＰＵ１との間の外部パス２０
を選択した後、キャッシュメモリ１８からのデータをＩ
Ｆ Ａｄｐ２１により外部パス２０を介して当該ＣＰＵ
１に転送する。また、書き込み時は逆に、チャネルパス
スイッチ２２により当該ＣＰＵ１との間の外部パス２０
を選択した後、当該ＣＰＵ１から外部パス２０を介して
データをＩＦ Ａｄｐ２１に転送しキャッシュメモリ１
８に格納する。

【００３１】ＤＣＵ７はデータ制御部８とデータ管理テ
ーブル３１により構成される。データ制御部８はＤＫＣ
２内のデータ処理の制御を行なうマイクロプロセッサ
（ＭＰ）２９とチャネルインターフェース回路（ＣＨ
ＩＦ）２４とデータ制御（ＤＣＣ）２５とチャネル側キ
ャッシュアダプタ（Ｃ Ａｄｐ）２６とドライブ側キャ
ッシュアダプタ（Ｃ Ａｄｐ）２７とドライブインター
フェース回路（Ｄｒｉｖｅ ＩＦ）２８により構成され
る。ＣＨ ＩＦ２１はＣＰＵ１におけるチャネルインタ
ーフェースのプロトコルとＤＫＣ２内の処理の変換と、
チャネルインターフェースとＤＫＣ２内の処理速度の調
整を行なう。具体的にはＣＰＵ１，ＤＫＣ２間のチャネ
ルインターフェースを光のインターフェースにした場
合、光のインターフェースのプロトコルとＤＫＣ２内で
の電気処理でのプロトコルの変換を行なう。ＭＰ２９の
指示の元で、ＤＣＣ２５はＤＫＣ２内のデータ転送制御
を行なう。Ｃ Ａｄｐ２６はキャッシュメモリ７に対す
るデータの読みだし、書き込みをＭＰ２９の指示で行う
回路で、キャッシュメモリ７の状態の監視、各読みだ
し、書き込み要求に対し排他制御を行う回路である。キ
ャッシュメモリ１８からＣＡｄｐ２３により読み出され
たデータはＤＣＣ２５の制御によりＣＨ ＩＦ２４に転
送され、逆にＣＨ ＩＦ２４から転送されてきたデータ
はＤＣＣ２５の制御によりＣ Ａｄｐ２６に転送され、
Ｃ Ａｄｐ２６によりキャッシュメモリ１８に格納され
る。ドライブ側のＣ Ａｄｐ２７はチャネル側のＣ Ａ
ｄｐ２６と同様にキャッシュメモリ７に対するデータの
読みだし、書き込みをＭＰ２９の指示で行う回路で、キ
ャッシュメモリ７の状態の監視、各読みだし、書き込み
要求に対しＣ Ａｄｐ２６と共同で排他制御を行う回路
である。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８はＭＰ２９の指示によ
り、当該ドライブ４へ読み出しまたは書き込みに関する
コマンドを発行する。

【００３２】以上説明したデータ制御部８は、ＤＵ３内
の複数のドライブ４を同時に処理するのに十分な処理性
能を持つ。

【００３３】次に、ＤＫＣ２内のＤＣＵ７について詳細
に説明する。

【００３４】以下ではドライブ数ｍを４として説明する
が一般にはｍは３以上であればよい。

【００３５】ＤＣＵ７はデータ制御部８とデータ管理テ
ーブル９により構成される。データ制御部８のマイクロ
プロセッサ（ＭＰ）２９は、アドレスが格納されている
データ管理テーブル９を参照することにより、ＤＵ３内
におけるデータのドライブ内アドレスを認識し、ＤＵ３
内の該当ドライブ４に対するデータの読み出し／書込み
の制御を行なう。本実施例では二重化制御はＣＰＵ１が
元のデータのみしか認識せず、ＤＫＣ２が以下に示す規
則に従い、元のデータが格納されるアドレスに対するア
ドレスに、独自に二重化データを格納する。なお、ＣＰ
Ｕ１内にＤＣＵ７の持つデータ管理テーブル９と同様な
テーブルを持たせ、ＯＳからこのテーブルを参照して該
当ドライブ４に対するデータの読みだし／書き込み制御
を行なうことによりＣＰＵ１が二重化制御を行うことも
可能である。データ管理テーブル９は、元のデータ及び
二重化されたデータが格納されているアドレスのテーブ
ルとして構成され、要求データに対応したドライブ番
号、シリンダアドレス、ヘッドアドレス等が格納され
る。

【００３６】本実施例では、以下の説明においてデータ
名を領域名ともする。

【００３７】本実施例では図３，４に示すように論理グ
ループ５において、１２個のデータが格納できる領域を
１グループとする。なお、これは４台のドライブ４で１
つの論理グループ５を構成したためで、論理グループを
構成するドライブ数を変えたときには１グループ内のデ
ータ数を次のように変えればよい。論理グループ５を構
成するドライブ数をｍ台とした場合には、（ｍ−１）×
ｍ個のデータと、その二重化データが格納可能な領域に
より１つのグループを構成する。データの単位について
の特に制約は無いが、以下の説明ではデータの単位を１
トラック分の容量に固定して説明する。なお、１トラッ
クが複数の独立したデータで構成され、元データおよび
二重化データがトラック単位にまとめられて、格納規則
に従って領域が分り当てられているとしてもよい。この
ように、トラック単位で管理することにより、データ単
位での管理としない管理の簡略化が図れることは明らか
である。

【００３８】ＤＵ３へのデータの格納は以下のように行
なわれる。

【００３９】グループ内の各ドライブ４において論理グ
ループ５を構成するドライブ４の台数から１をひいた数
のデータが格納できる領域をサブグループとする。そこ
で、グループに、データ＃１から＃１２の１２個のデー
タを格納する場合、３個のデータが、４個のサブグルー
プに格納される。例えば、ドライブ＃１のサブグループ
には、データ＃１、＃２、＃３が格納され、ドライブ＃
２のサブグループにはデータ＃４、５、６が格納され、
ドライブ＃３のサブグループにはデータ＃７、＃８、＃
９が格納され、ドライブ＃４のサブグループにはデータ
＃１０、＃１１、＃１２が格納され、データ＃１から１
２の各データは、図４のように配置される。

【００４０】このようにグループ内のサブグループに配
置されたデータに対するアドレス管理方法を以下に示
す。本実施例では、論理グループ５を構成する各ドライ
ブ４において、シリンダアドレスが等しいシリンダによ
りグループを構成する。

【００４１】図４は、論理グループ５を構成する各ドラ
イブ４において、シリンダ＃１に配置されているデータ
を示す。

【００４２】本実施例では、各シリンダは、トラック＃
１から１２（ヘッドアドレス＃１から１２）までの１２
個のトラックにより構成されるとする。

【００４３】グループ１はドライブ＃１，２，３，４に
おいて、各ドライブ４のシリンダ＃１のトラック＃１，
２，３，４，５，６（ヘッドアドレス＃１，２，３，
４，５，６）により構成される。

【００４４】グループ２はドライブ＃１，２，３，４に
おいて、各ドライブ４のシリンダ＃１のトラック＃７，
８，９．１０，１１，１２（ヘッドアドレス＃７，８，
９，１０，１１，１２）により構成される。

【００４５】サブグループはグループ１ではドライブ＃
１，２，３，４のシリンダ＃１のトラック＃１，２，３
（ヘッドアドレス＃１，２，３）で構成され、グループ
２ではドライブ＃１，２，３，４のシリンダ＃１のトラ
ック＃７，８，９（ヘッドアドレス＃７，８，９）で構
成される。

【００４６】本実施例において、各データはデータ管理
テーブル９をもとに図３に示すように異なる２つのドラ
イブ内のシリンダアドレスｉとヘッドアドレスｊで定ま
るアドレス（ｉ，ｊ）の位置に２重化され、各ドライブ
には、図４に示すように格納されているとする。データ
＃１は、ドライブを＃１のシリンダアドレス＃１、ヘッ
ドアドレス＃１（以下、（シリンダアドレス、ヘッドア
ドレス）として示す）のアドレスに格納され、この２重
化データは、ドライブ＃２の（１、４）のアドレスに格
納され、データ＃２は、ドライブ＃１の（１、２）のア
ドレスに格納され、その二重化データはドライブ＃３の
（１、４）のアドレスに格納されている。以下、データ
＃３、４、５、・・・についても図３，４に示す規則で
同様に格納される。

【００４７】このように、二重化データは、原則として
論理グループ５を構成するドライブ４の集合の中で、元
のデータが格納されているドライブ４以外のドライブ４
に平均的に分散させて格納する。つまり、ドライブ＃１
に格納されるデータ＃１、＃２、＃３の二重化データ
は、ドライブ＃１以外のドライブ＃２、＃３、＃４の何
れかにそれぞれ格納される。本実施例ではデータ＃１は
ドライブ＃２に、データ＃２はドライブ＃３に、データ
＃３はドライブ＃４に格納している。同様にデータ＃
４、＃５、＃６はそれぞれドライブ＃１，＃３，＃４
に、データ＃７、＃８、＃９はそれぞれドライブ＃１，
＃２，＃４に、データ＃１０、＃１１、＃１２はそれぞ
れドライブ＃１，＃２，＃３に格納する。すなわち、論
理グループ５を４台のドライブ４で構成した場合ドライ
ブ＃１の元データに対する二重化データは、論理グルー
プ５を構成するドライブ＃１以外のドライブ４（ドライ
ブ＃２，３，４）に割り当てられる。また、ドライブ＃
２の元データに対する二重化データは、論理グループ５
に構成するドライブ＃２以外のドライブ４（ドライブ＃
１，３，４）に割り当てられる。ドライブ＃３の元デー
タに対する二重化データは、論理グループ５を構成する
ドライブ＃３以外のドライブ４（ドライブ＃１，２，
４）に割り当てられる。ドライブ＃４の元データに対す
る二重化データは、論理グループ５を構成するドライブ
＃４以外のドライブ４（ドライブ＃１，２，３）に割り
当てられる。このように元データと二重化データの格納
されドライブの割り当てた後、各ドライブ内のアドレス
（シリンダアドレス、ヘッドアドレス）の割当は以下の
ようにする。本実施例では同一のサブグループに属する
元のデータに対する二重化データは元のデータと同一の
シリンダアドレスとした。これは、本実施例では論理グ
ループを構成する各ドライブ４において、グループを同
一シリンダで構成しているためである。もし、元データ
および二重化データがランダムなシリンダアドレスに割
り当てられているとし、これらによりグループを構成す
ると、後に説明する高速転送のように複数ドライブによ
るパラレル処理を行なう際にヘッドの移動（シーク）が
必要となり、性能が低下する。一方、ヘッドアドレスは
原則としては同一のヘッドアドレスとする。もし、格納
されるシリンダにおいて、同一のヘッドアドレスに割り
当てるさいに、そのアドレスの前の領域が空いている場
合は詰めて割り当てる。具体的には、図４においてドラ
イブ＃２の元データであるデータ＃４の二重化データ
は、ドライブ＃１のシリンダ＃１において、トラック＃
４が空いているためトラック＃４に詰めて割り当てられ
る。本実施例では元のデータの格納されるトラックの集
合（グループ１ではトラック＃１，２，３）と二重化デ
ータが格納されるトラックの集合（グループ１ではトラ
ック＃４，５，６）を分けて同一のヘッドアドレスとし
ているが、これらを混在させることも可能である。しか
し、混在させた場合、後で示す高速転送の際にヘッドの
切り替えが頻繁に必要となり、この時の制御やアドレス
の管理が複雑となる。このため、混在させる場合、元デ
ータの格納されるトラックの集合と二重化データの格納
されるトラックの集合単位での混在が望ましい。

【００４８】各ドライブの領域を元データ用と２重化デ
ータ用に割り当てるにあたっては、各ドライブの２（ｍ
−１）個の領域ドライブ数ｍ＝２ｍ（ｍ−１）個の領域
を群とし、これらをｍ（ｍ−１）個の元データ用領域
と、それと同数の現データを保持する領域に分ける。

【００４９】本実施例ではドライブ数ｍのときに、同一
ドライブ内のｍ−１個の元データに対する２重化データ
が分散されている数ｎはｍ−１に等しく、（ｍ−１）個
の他のドライブに分散して記憶される。従って、最大ｎ
＋１＝ｍ個のドライブから、ｍ個のデータを並列に読め
るようになる。

【００５０】以上述べた規則に従うことにより、グルー
プ１のデータ＃１から＃１２は、図４に示すように各ド
ライブ４に格納される。グループ２に以降についても同
様にグループ分けされ、その各グループにおいて図４に
示すような規則で格納されている。データ管理テーブル
９は、このような規則に従ってデータを格納するため、
図３に示すような対応表を持つ。データ管理テーブル９
は図２０に示すように格納されるデータ名に対し、元デ
ータが格納されているアドレスと、この元データが格納
されているアドレスに割り当てられた二重化データが格
納されているアドレスで構成されている。初期設定の段
階ではアドレス管理テーブル９は元データアドレスと二
重化データアドレスのみしか登録されておらず空き領域
となっており、順次データが格納される毎にデータ名が
アドレス管理テーブル９に登録されていく。また、格納
されたデータを削除した場合は、アドレス管理テーブル
９において登録されているデータ名を削除し、元データ
アドレスと二重化データアドレスはそのままである。こ
のように、データを格納する場合、アドレス管理テーブ
ル９においてデータ名の登録されていない空き領域を探
し、この空き領域にデータ名を登録し、元データを格納
するアドレスと、二重化データを格納するアドレスを自
動的に決定する。ＤＣＵ７ではデータ制御部８のＭＰ
（２９）がＣＰＵ１が指定してきた元のデータのアドレ
スに基づいてこのデータ管理テーブル９を参照し、元の
データ及び二重化データが格納されているドライブ４に
対し読み出し／書込み処理を行なう。

【００５１】次に、このように格納されているデータに
対し、読み出し／書込みを行なう方法について説明す
る。

【００５２】まず、ドライブ４からのデータの読み出し
について説明する。

【００５３】ＤＫＣ２ではＣＰＵ１から指定してきたデ
ータに対しＤＣＵ７において、ＭＰ２９がデータ管理テ
ーブル９を用いてそのデータが格納されているドライブ
及びそのドライブ内のシリンダアドレス、ヘッドアドレ
スを決定する。ＤＣＵ７のＭＰ２９によるドライブから
のデータ読み出し方法としては、大きく以下の３通りの
方法がある。

【００５４】第１は、図５にフローチャートとして示す
ように、読み出しは、ＣＰＵ１から指定されてきたデー
タは元のデータ（図３において各データが格納されるア
ドレスの内、上段のアドレスに格納されているデータ）
のみとし、ＤＣＵ７のＭＰ２９は、元のデータが格納さ
れているドライブへ読み出し要求を出す。もし、元のデ
ータが格納されているドライブが使用中で読み出し処理
ができない場合は、そのドライブが使用可能になるまで
待って読み出し処理を行なう。

【００５５】第２は、図６にフローチャートとして示す
ように、ＣＰＵ１からの要求に対し、ＤＣＵ７のＭＰ２
９はまず、元のデータが格納されているドライブに対し
読み出し要求を出し、当該ドライブが使用中で処理がで
きない場合は二重化データの格納されているドライブに
対し、読み出し要求を出す。もし、元のデータ及び二重
化データの格納されているドライブが両方とも使用中で
処理できない場合は、どちらか早く処理可能となったド
ライブを用いて読み出し処理を行なう。

【００５６】第３は、元のデータと二重化データの区別
をせず、ＣＰＵ１からの要求にたいし、ＤＣＵ７のＭＰ
２９が初めから元のデータと二重化データの両方に対し
読み出し要求を出し、早く処理できる方から処理を行な
う。

【００５７】上記３通りのいずれかの方法によりドライ
ブ４からデータを読み出した後は、ＤＩＣＵ１０による
ドライブ，ＤＫＣ２間のインターフェース制御を受け、
読み出されたデータはＤＣＵ７へ転送される。ＤＣＵ７
ではデータを受け取り次第ＣＩＣＵ６を介してＣＰＵ１
へ当該データを転送する。

【００５８】一方、書込みの場合は図５、６にフローチ
ャートとして示すように、ＤＣＵ７のＭＰ（２９）は元
のデータと二重化データを格納するアドレスの決定後、
格納先の両ドライブ４に対し書込みが可能な場合は即座
にデータおよび二重化データを書き込む。しかし、一方
のドライブ４が使用中で書込みが行なえない場合は、先
に書き込める方のドライブ４に書込んでおき、他方には
書き込み可能になり次第書き込む。なお、ＣＰＵ１側で
は二重化データを書き込むことは認識しておらず、ＤＫ
Ｃ２が独自に行なう。このようにＣＰＵ１からＤＫＣ２
へ読み出し／書込み要求が来た場合はＤＣＵ７のＭＰ
（２９）はデータ管理テーブル９を用いてＤＵ３内のア
ドレス（当該ドライブアドレス、ドライブ内アドレス
（シリンダアドレス、ヘッドアドレス））を決定した
後、そのアドレスへ読み出し／書込みを行なう。

【００５９】上記の書き込み方法は、データ＃１から１
２の各データは各々独立したデータとした。もし、連続
した大容量の一つのデータの場合は、一つのグループ内
に格納する。

【００６０】具体的には、図４のデータ＃１，２，３，
４，５，６を連続した一つのデータを６個に分割した部
分データ＃１，２，３，４，５，６とする。この場合
は、図４に示すように部分データ＃１，２，３をドライ
ブ＃１のグループ１の連続した領域であるサブグループ
１に格納し、それぞれの二重化データを先に示した各々
が独立したデータの場合と同様にドライブ＃２，３，４
に格納する。

【００６１】同様に部分データ＃４，５，６をドライブ
＃２のグループ１の連続した領域であるサブグループに
格納し、それぞれの二重化データを先に示した各々が独
立したデータの場合と同様にドライブ＃１，３，４に格
納する。

【００６２】連続した一つのデータに関し、データの大
きさに制限は無い。もし、グループ１に格納しきれない
大きさの場合は、別のグループ２に同様に格納してい
く。

【００６３】このように各々独立したデータを大きな一
つのデータを分割した、部分データと変えることによ
り、本発明を大容量データにも適用することが可能であ
ることは明らかである。

【００６４】次に、ＤＫＣ２内のキャッシュメモリ１８
やＥＳ１９等の半導体を用いた記憶装置とＤＵ３間で、
ある特定のドライブ４内のデータを連続して高速に転送
する方法について述べる。

【００６５】論理グループ５内の各ドライブ４内にデー
タが図４に示すように格納されている場合において、例
えば、ドライブ＃１内のデータ＃１、＃２、＃３をＣＰ
Ｕ１においてソートしたり、データベースのデータをス
ワップするため高速に読み出したい場合は、ＤＣＵ７の
ＭＰ（２９）はドライブ＃２からデータ＃１、ドライブ
＃３からデータ＃２、ドライブ＃４からデータ＃３をそ
れぞれパラレルに読み出す。このように分散して格納さ
れている二重化データをパラレルに読み出すことによ
り、１台のドライブ４に格納されている元のデータを読
み出すのと比較し、データ転送速度は約３倍となり高速
転送が実現できる。他のドライブに格納されているデー
タを読みだす場合も同様に、ＤＣＵ７のＭＰ（２９）の
制御により分散して格納されている二重化データをパラ
レルに同時に読み出すことで高速転送を行なうことがで
きる。

【００６６】この処理を拡大し、任意のデータ単位で高
速転送を行なう方法を以下に示す。

【００６７】例えば、データ＃２、＃３、＃４、＃５の
４データを高速に読み出す場合、ＤＣＵ７のＭＰ２９
は、それぞれのデータをドライブ＃３、＃４、＃１、＃
２からパラレルに読み出す。データ＃２、＃３、＃４、
＃５、＃６の５データの場合はドライブ＃３からデータ
＃２、ドライブ＃４からデータ＃３、ドライブ＃１から
データ＃４、ドライブ＃２からデータ＃５、ドライブ＃
４からデータ＃６をパラレルに読み出す。但し、ドライ
ブ＃４からのデータ＃３と＃６の読み出しはシリアルに
なる。このようにＤＣＵ７のＭＰ２９において４台のド
ライブ４に分散して格納されている元のデータおよび二
重化データにより、パラレル転送ができるように要求す
るデータを論理グループ５内の各ドライブ４から選択す
ることにより、任意のデータ単位で高速転送することが
可能となる。このとき、データ＃２，３，４，５を一つ
の大きなデータの部分データ＃，２，３，４，５と考え
れば大容量のデータ転送に適用することにする。

【００６８】次に、この高速転送による読み出しを用い
て、論理グループ５内のデータのバックアップをとる方
法について説明する。

【００６９】論理グループ５内には元のデータと二重化
データのペアーが全く同じデータとして格納されてい
る。このため、論理グループ５を構成するドライブ４内
に、格納されているデータのバックアップをとる場合
は、図４の６トラックにより構成されるグループ１に対
し、斜線で示された元のデータのみのバックアップを取
れば良い。そこで、ＤＣＵ７のＭＰ２９はまず、ドライ
ブ＃１からデータ＃１を、ドライブ＃２からデータ＃４
を、ドライブ＃３からデータ＃７を、ドライブ＃４から
データ＃１０をパラレルに読み出す。これらのデータを
読み出した後は同様に、ドライブ＃１から＃４までのそ
れぞれのデータ＃２、＃５、＃８、＃１１を、さらにデ
ータ＃３、＃６、＃９、＃１２をパラレルに同時に読み
出す。このようなデータの読み出しは、例えば、ドライ
ブ＃１では、データ＃１、＃２、＃３が同一シリンダア
ドレスのヘッドアドレス＃０（ヘッド＃０にて読み出し
／書込みができるトラック）、＃１、＃２に、ドライブ
＃２では、データ＃４、＃５、＃６が同一シリンダアド
レスのヘッドアドレス＃０、＃１、＃２に、ドライブ＃
３ではデータ＃７、＃８、＃９が同一シリンダアドレス
のヘッドアドレス＃０、＃１、＃２に、そして、ドライ
ブ＃４ではデータ＃１０、＃１１、＃１２が同一シリン
ダアドレスのヘッドアドレス＃０、＃１、＃２に格納さ
れているとすれば、各ドライブにおいてヘッドセレクタ
１５によりヘッド＃０から＃２を順次選択して行なうこ
とができる。このように論理グループ５を構成する各ド
ライブからデータをパラレルに同時に読み出すことによ
り、トラック＃１から６のグループ１をみると、データ
＃１から１２までを１台のドライブから読み出すのと比
較し１／４の時間で読み出すことが可能となる。

【００７０】グループ１のデータ＃１から＃１２のバッ
クアップをとった後は、同様にしてグループ２以降のデ
ータについてバックアップをとっていけばよい。なお、
すべてのデータについてバックアップとらず、任意のデ
ータ数で部分的にバックアップをとることも可能であ
る。また、元のデータのみではなく、二重化データも含
めて論理グループ５全体のバックアップを取る場合はｒ
ｏｗ＃１から３までのバックアップ完了後、引き続き同
様にｒｏｗ＃４から６までパラレルに同時にデータを読
み出し、以下のグループについても同様に順に読み出し
ていく。パラレルに同時に読み出したデータは、一旦Ｄ
ＫＣ２のキャッシュメモリ１８に格納し、キャッシュメ
モリ１８から他の磁気ディスク装置または磁気テープ装
置または光ディスク装置等のバックアップ媒体に格納す
る。

【００７１】この高速転送はパラレルに読み出すのをパ
ラレルに書き込みとすれば書込みの場合も同様に行なえ
ることは明らかである。この高速転送による書込み時に
おいて、二重化データのドライブへの並列書き込みが完
了した時点でＣＰＵ１へ終了報告を行っても良い。この
ようにした場合、二重化データへの書込みは完了するが
元のデータへの書込みは完了しておらず、二重化してデ
ータを書き込んではいない。しかし、高速転送による書
込みは次のような場合に有効となる。半導体を用いた記
憶装置は揮発性であるため、停電事故等による記憶装置
内のデータの喪失を防ぐために少しでも早く磁気ディス
ク等の不揮発な媒体に書き込んでおきたいという要求が
ある。このため、高速転送による書込みにより、とりあ
えずデータを不揮発化しておき、ＤＣＵ７のＭＰ２９の
判断で適当な時期に元のデータへの書込みも行ないデー
タの二重化を行なう。この高速転送による書込みにおい
て、データの二重化が完了されているかどうかはＤＣＵ
７のＭＰ２９において管理する。

【００７２】以上述べたような高速転送による読み出し
／書込み処理は論理グループ５内の各ドライブ４間のみ
で行なうだけではなく、複数の論理グループ５が協調
し、論理グループ５間で高速転送による読み出し／書込
み処理を行なうことも可能である。

【００７３】また、高速転送による読み出し／書込み処
理を行なう際、各ドライブの回転を同期させると、論理
グループ５内の各ドライブ４における回転待ち時間が、
一台のドライブの時と等しく平均で１／２回転となるた
め、前処理時間が短くなりより効果的である。

【００７４】次に図１においてＤＵ３内の論理グループ
５でどれか一台のドライブ４に障害が発生した時に、そ
の障害ドライブ４のデータを回復する方法を示す。図４
において論理グループ５内の４台のドライブ４のうちド
ライブ＃１に障害が発生したとする。この場合ＤＣＵ７
のＭＰ２９が以下のような手順によりデータの回復を行
なう。

【００７５】まず、障害が発生したドライブ＃１を正常
なドライブと交換する。この場合、ドライブ＃１内のデ
ータは図４に示すようにドライブ＃２，＃３，＃４に二
重化データとして格納されている。そこで、ドライブ＃
１に障害が発生した場合は、ドライブ＃２，＃３，＃４
からドライブ＃１の二重化データを読み出し、そのデー
タを交換した正常なドライブに書込み、データの回復を
行なう。この時ドライブ＃１に格納される元のデータは
ドライブ＃２，＃３，＃４のそれぞれからパラレルに同
時に読み出される。これらのデータは一端ＤＫＣ２内の
キャッシュメモリ１８に格納する。キャッシュメモリ１
８への格納が完了したら、キャッシュメモリ１８から正
常なドライブに交換したドライブ＃１へ格納する。ドラ
イブ＃１へのデータ格納終了後再び、ドライブ＃２、
３、４からドライブ＃１の二重化データを一端ＤＫＣ２
内のキャッシュメモリ１８に格納し、キャッシュメモリ
１８への格納が完了したら、キャッシュメモリ１８から
正常になったドライブ＃１へ格納する。このように、二
重化データを一端キャッシュメモリ１８に格納し、キャ
ッシュメモリ１８から正常になったドライブ＃１へ格納
することを繰り返す。

【００７６】このように分割して処理するのは、キャッ
シュメモリ１８の容量がドライブ＃１の容量と比較し小
さいので、一度に処理出来ないためである。もし、キャ
ッシュメモリ１８の容量がドライブ＃１の容量と比較し
大きい場合は一回で処理することも可能である。

【００７７】図７（ａ），（ｂ）に従来ミラー方式にお
けるデータ回復処理と本実施例におけるデータ回復処理
との処理タイミングチャートを示す。図７（ａ）に示す
ように、従来ミラー方式ではミラードライブと、交換し
て正常になったドライブは一台ずつであるため、ミラー
ドライブからの二重化データの読み出し時間と、交換し
て正常になったドライブへの二重化データの書込み時間
は等しく、一台のドライブでの処理時間となる。一方、
本実施例では、図７ｂに示すように論理グループ５内の
正常なドライブ４から二重化データをパラレルに同時に
読みだすことにより、二重化データの読み出し時間が短
縮されるため、データの回復時間は短くなる。また、二
重化データのキャッシュメモリ１８への格納完了後キャ
ッシュメモリ１８から正常になったドライブ＃１へ格納
する際、二重化データが格納されているドライブ＃２、
３、４において通常のオンライン処理（ＣＰＵ１からの
アクセス要求）を受け付けるようにすると、図８ａ，８
ｂに示すように回復処理時間を従来ミラー方式と同じに
した場合、従来ミラー方式と比べて、本実施例の方がオ
ンラインを受け付ている時間が長くなるため、回復処理
によりオンライン要求が受け付けられない時間が少なく
なり、回復処理中のオンライン処理の性能低下を抑える
ことが可能となる。

【００７８】データの回復処理中のオンライン処理性能
の低下を抑える別の方法として、ドライブ＃１に障害が
発生し、二重化データをキャッシュメモリ１８に読み出
す際に、先に示したようにドライブ＃２，＃３，＃４か
らパラレルに同時に読みだすのではなく、それぞれのド
ライブから順に格納されている二重化データを順番に読
み出す方法がある。この方法を図９（ａ），（ｂ）を用
いて説明する。ドライブ＃１の二重化データとして、図
９（ａ）に示すようにドライブ＃２にはデータ＃４、＃
１、＃１６、＃１３が、ドライブ＃３にはデータ＃７、
＃２、＃１９、＃１４が、ドライブ＃４にはデータ＃１
０、＃３、＃２２、＃１５がそれぞれ格納されている。
ドライブ＃１に障害が発生するとドライブ＃１を正常な
ドライブに交換した後、図９（ｂ）に示すように、まず
ドライブ＃２からデータ＃４、＃１、＃１６、＃１３を
キャッシュメモリ１８に格納し、キャッシュメモリ１８
から正常なドライブに交換したドライブ＃１へデータを
格納するデータ回復処理を行なう。ドライブ＃２からの
データ回復処理中はドライブ＃３，＃４においては通常
のオンライン処理を行なう。ドライブ＃２における回復
処理終了後は同様にドライブ＃３からデータ＃７、＃
２、＃１９、＃１４を読みだして回復処理を行ない、こ
の間はドライブ＃２，＃４においては通常のオンライン
処理を行なう。

【００７９】同様にドライブ＃３の回復処理終了後はド
ライブ＃４にて回復処理を行なう。このようにデータ回
復を行なうドライブ４を順番に切り換えるていくことに
より、データの回復処理により占有されるドライブ４を
分散させ、データ回復処理により読み出し／書込みがで
きないデータが長時間存在することを防げる。このた
め、データ回復処理により読み出し／書込みができない
という被害を受けるデータが平均化されるため、特定ユ
ーザに被害が集中するのではなく、ユーザ間において被
害が平均化される。なお、本実施例では障害が発生した
ドライブ４を交換した後に正常なドライブに入れ替え、
そのドライブにデータを回復したが、予め障害が発生し
たドライブの予備としてＤＵ３内にドライブ４を用意し
ておき、障害が発生したら直ちに予備のドライブ４と切
換えてデータ回復を行なうことも考えられる。

【００８０】次に、書込み処理中における読み出し処理
性能について従来のミラー方式と比較して説明する。

【００８１】図１０（ａ），（ｂ）は本実施例と従来の
ミラー方式の装置とにおける書込み処理中に読み出し可
能なデータの種類を示す。例えば、データ＃１の書込み
を行なう場合、図１０（ａ）に示すように、本実施例で
はドライブ＃１とドライブ＃２に書込み要求を出し、書
込みを行なう。一方、従来ミラー方式でもドライブ＃
１，＃２に対し書込み要求を出し、書込みを行なう。何
れの方法でもデータ＃１の書込みを行なっている際には
ドライブ＃３，＃４に対する読み出しは処理することが
できる。しかし、図１０（ａ）をみると、本実施例で
は、ドライブ＃３，４には２０種類のデータが格納され
ているのに対し、従来のミラー方式では図１０（ｂ）に
示すようにドライブ＃３，＃４には１２種類のデータし
か格納されていない。このように書込み処理中に読み出
し処理を行なえるドライブ数は本実施例と従来のミラー
方式では２台と同じであるが、その２台のドライブ４に
格納されているデータの種類は本実施例の方が１．７倍
になっている。このため、本実施例では書き込み処理中
にＣＰＵ１が読みだし要求を出した場合、要求する読み
出したいデータが、論理グループ５内における書込み処
理中に読み出し可能な２台のドライブ４中に存在する確
率が高くなる。従って、書込み要求を処理している際の
読み出し処理を効率良く行なえる。

【００８２】次に本実施例において、ある特定ドライブ
に対し読み出し／書込み要求が集中した場合に効率良く
処理できる効果について説明する。

【００８３】コンピュータシステムにおいては２次記憶
装置内の特定の領域に対し読み出し／書込み要求が集中
する場合がある。特に読み出し要求が特定のドライブ４
に対し集中して出される場合がある。本実施例による二
重化方式と従来のミラー方式においてドライブ＃１に集
中して読み出し要求が出された場合の処理方法を図１１
（ａ），（ｂ）を用いて説明する。本実施例では図１１
（ａ）に示すように、ドライブ＃１内のデータと同じも
のがドライブ＃２，＃３，＃４に分散して二重化データ
として格納されている。このため、図１１ａからわかる
ように、各論理グループを４台のドライブで構成した場
合、同時に４個の読み出し要求を処理することができ
る。ある特定のドライブ４に読み出し要求が集中してい
るかどうかの判断は、ＤＫＣ２内のＤＣＵ７のＭＰ２９
において、ある一定サイクルでどのドライブに読み出し
要求が出されたかを記憶しておき、その値が予め設定し
ておいた値を超えた場合、ＤＣＵ７のＭＰ２９では、デ
ータ制御部８がデータ管理テーブル９を参照し二重化デ
ータの方から読み出しを行なうように制御する。また、
このようにある特定のドライブに読み出し要求が集中し
た場合のみにＤＫＣ２が二重化データの読み出しを行な
うのではなく、ＤＣＵ７のＭＰ２９は各論理グループを
一つの大きなデータ空間と考えて、常に、読み出し要求
が出されたデータに対し二重化データも注目し、元のデ
ータが格納されているドライブが使用中の場合は、二重
化データが格納されているドライブの状況をチェック
し、使用中でなければＣＰＵ１からの読み出し要求を受
け付ける。また、一つのデータに対し、２個のアドレス
を対応させるように、元のデータと二重化データの区別
をせず平等に扱うことも可能である。これによりある特
定のドライブに読み出し要求が集中しても論理グループ
５内の各ドライブ４で平均化して使用されるため、効率
良く処理することが可能となる。一方、従来のミラー方
式ではドライブ＃１の二重化データはドライブ＃２にし
か無いため、同時には２個の読み出し要求を処理できる
だけである。このように、ある特定のドライブ４に対し
読み出し要求が集中して出された場合、本発明では論理
グループ５内の各ドライブ４に分散して格納してある二
重化データで処理することにより、従来のミラー方式の
２倍の要求を処理することが可能となる。また、書き込
み時でも、ある１台のドライブに読み出し／書き込み要
求が集中している場合、以下のように処理することによ
り、読み出し／書き込み要求が集中しているドライブで
の待ち時間を減少することが可能となる。書き込むデー
タに対し、読み出し／書き込み要求が集中しているドラ
イブ以外のドライブへ元データまたは、二重化データを
書き込み、この時点でＣＰＵへは書き込み処理の終了を
報告する。この時キャッシュメモリ内に書き込みデータ
は保持しておく。ＤＣＵ７のＭＰ（２９）は、後に読み
出し／書き込み要求が集中しているドライブにおいて、
この集中が解除された時にキャッシュメモリから読み出
し／書き込み要求が集中していたドライブに元データま
たは二重化データを書き込み、二重化を完成する。

【００８４】なお、二重化が完成しているかどうかの判
断は、アドレス管理テーブルの元データアドレス、二重
化データアドレスの書き込みフラグで行う。書き込みフ
ラグがオン（１）の場合はドライブへの書き込みが行わ
れておりオフ（０）の場合は、ドライブへの書き込みが
行われている。

【００８５】また、二重化が完成される前のデータに、
読み出し要求がＣＰＵ１より発行された場合は、キャッ
シュメモリから当該データをＣＰＵ１へ転送する。

【００８６】一方、二重化が完成される前のデータに、
書き込み要求がＣＰＵ１より発行された場合は、その書
き込みと同時に、集中しているドライブ以外のドライブ
へ元データまたは二重化データを書き込みＣＰＵ１へ書
き込みの終了を報告し、後にＤＣＵ７のＭＰ（２９）は
二重化を完成させる。

【００８７】本実施例ではドライブ＃１を例として説明
したが、論理グループ５を構成するどのドライブ４につ
いても同様のことがいえるのは明らかである。

【００８８】（実施例２）本実施例は、図１に示すシス
テムにおいて、データの格納方法を図１２に示すように
したものである。

【００８９】本実施例においてデータは、図１２に示す
ように３個のトラックからなるグループを単位として格
納される。なお、１グループ内の列の数は、論理グルー
プ５を構成するドライブ４の数によって変わり、その数
は論理グループ５をｍ台のドライブ４で構成した場合、
ｍ−１個となる。グループ内は、６個の元のデータおよ
びその二重化データにより構成され、元のデータと二重
化データとは、それぞれ異なるドライブ４に格納され
る。二重化データの格納方法は、原則として二重化デー
タが論理グループ５内で各ドライブ４に平均的に分散さ
れていれば、元のデータが格納されているドライブ４以
外のドライブ４ならどのドライブ４に格納しても構わな
い。この元のデータと二重化データは３個のトラックに
よるグループ内で閉じている。

【００９０】次に、本実施例におけるＤＣＵ７の機能に
ついて詳しく述べる。

【００９１】ＤＣＵ７のデータ管理テーブル９には実施
例１と同様に図１３のような格納規則に従い、要求デー
タに対応した元データと二重化データに割り当てられた
領域のアドレスである、ドライブ番号、シリンダアドレ
ス、ヘッドアドレスが格納されている。本実施例におい
ても実施例１と同様に初期設定の段階で、アドレス管理
テーブル９において格納規則に従った元データアドレス
と二重化データアドレスが登録されている。データの書
き込み、削除の際は、アドレス管理テーブル９のデータ
名の登録，削除が行われる。先に述べたように、本実施
例は６個の元のデータとその二重化データで１グループ
を構成している。例えば、グループ１はデータ＃１から
＃６により構成される。

【００９２】本実施例では、以下の説明において、この
データ名は領域名とする。

【００９３】各グループでは、図１２に示す例では、そ
のグループに属するデータのデータ番号の小さい順で格
納規則は一定である。例えばグループ１においては図１
２及び図１３（ｍ＝１，ｎ＝１とした場合）に示すよう
に、データ＃１はドライブ＃１の（１、１）とドライブ
＃４の（１、１）に、データ＃２はドライブ＃１の
（１、２）とドライブ＃２の（１、１）に、データ＃３
はドライブ＃１の（１、３）とドライブ＃３の（１、
１）に、データ＃４はドライブ＃２の（１、２）とドラ
イブ＃４の（１、３）に、データ＃５はドライブ＃２の
（１、３）とドライブ＃３の（１、２）に、データ＃６
はドライブ＃３の（１、３）とドライブ＃４の（１、
２）にそれぞれ格納される。グループ２、３、４、・・
・についもグループ１と同様にアドレス管理テーブル９
に示す規則に従い格納される。

【００９４】本実施例では、元のデータと二重化データ
を例えば図１２に示すように設定する。図１２におい
て、斜線で示すデータが元のデータ、他のデータが二重
化データである。図１２からも分かるように、データの
格納規則は各グループにおいて同じだが、元のデータと
二重化データの設定の仕方が、奇数番号のグループと偶
数番号のグループにおいて異なっている。これは、後に
述べるデータのバックアップの際の便宜を図るためであ
る。図１２ではグループ１，２，３，４についてのみ示
しているが、以下同様に各グループにおいて、奇数番号
のグループと偶数番号のグループにおいて元のデータ
と、二重化データの設定を変える。

【００９５】本実施例においては、ｍ個のドライブがあ
るとき、各ドライブ内のデータは他のｍ−１個のドライ
ブに分散して２重化される点は実施例１と同じである
が、実施例１として異なるのは、図１２に示したよう
に、各ドライブの（ｍ−１）の領域がドライブ数ｍの領
域群に関して元データと現データとを保持する領域が異
なるドライブに分散されるようにすることである。

【００９６】本実施例においてもデータの単位について
の制約は無いが、以下の説明ではデータの単位を１トラ
ックの容量として説明する。

【００９７】ＤＣＵ７ではデータ制御部８のＭＰ（２
９）がこのデータ管理テーブル９からＣＰＵ１が指定し
てきた元のデータのアドレスをもとにして二重化データ
の格納されているアドレスを見つけだし、元のデータ及
び二重化データが格納されているドライブ４に対し読み
出し／書込み処理を行なう。なお、格納されているデー
タに対する読み出し／書込みの方法は実施例１と同じで
ある。

【００９８】次に、本実施例により図１に示すＤＫＣ２
内のキャッシュメモリ１８やＥＳ１９等の半導体による
記憶装置とＤＵ３間で、ある特定のドライブ４内に格納
されるデータを高速に転送する方法について述べる。

【００９９】例えばグループ１において、ドライブ＃１
内のデータ＃１、＃２、＃３を高速に読み出す場合、デ
ータ制御部８のＭＰ２９は、ドライブ＃４からデータ＃
１、ドライブ＃２からデータ＃２、ドライブ＃３からデ
ータ＃３をパラレルに同時に読み出す。同様にドライブ
＃２のデータ＃２、＃４、＃５については、それぞれド
ライブ＃１，＃３，＃４からパラレルに同時に読み出
す。このように、あるドライブ４に格納されているデー
タを読みだす場合、他の３台のドライブ４に格納される
データをパラレルに同時に読み出すことによりデータ転
送速度は１台のドライブ４から読み出すのと比較し、約
３倍となり高速転送が実現できる。ドライブ＃３、＃４
に格納されるデータ、さらには、他のグループのデータ
についても同様に高速転送を行なうことが可能である。

【０１００】次に任意のデータ単位で高速転送を行なう
方法を以下に示す。例えばデータ＃２、＃３、＃４、＃
５の４データを高速に読み出す場合、データ制御部８の
ＭＰ２９は、ドライブ＃１からデータ＃２、ドライブ＃
３からデータ＃３、ドライブ＃４からデータ＃４、ドラ
イブ＃２からデータ＃５をパラレルに読み出す。データ
＃２、＃３、＃４、＃５、＃６の５データの場合はデー
タ制御部８のＭＰ２９は、ドライブ＃１からデータ＃
２、ドライブ＃３からデータ＃３、ドライブ＃４からデ
ータ＃４、ドライブ＃２からデータ＃５、ドライブ＃３
からデータ＃６をパラレルに読み出す。

【０１０１】このようにデータ制御部８のＭＰ２９にお
いて、４台のドライブ４に分散して格納されている元の
データおよび二重化データにより、パラレル転送ができ
るように要求するデータを論理グループ５内の各ドライ
ブ４から選択することにより、任意のデータ単位で高速
転送することが可能となる。

【０１０２】次に、この高速転送による読み出しを用い
て、論理グループ５内のデータのバックアップをとる方
法について説明する。

【０１０３】論理グループ５内には元のデータと二重化
データのペアーが全く同じデータとして格納されてい
る。従って、バックアップをとるデータは、図１２にお
いて斜線で示された元のデータのみでよい。そこで、バ
ックアップを行なう場合、データ制御部８のＭＰ２９は
２つのグループを一つの単位として、まず、グループ１
のデータ＃１、＃２、＃３、＃６をドライブ＃１、＃
２、＃３、＃４からパラレルに同時に読み出す。これら
のデータを読み出した後はヘッドセレクタ１５によりヘ
ッドを切換え続けて、グループ１のデータ＃４、＃５を
ドライブ＃２、＃３から、また、グループ２のデータ＃
８、＃７をパラレルに同時に読み出す。さらに、これら
のデータを読み出した後はヘッドセレクタ１５により再
度ヘッドを切換え連続して、グループ２のデータ＃９、
＃１０、＃１１、＃１２をパラレルに同時に読み出す。
以下同様に２つのグループを単位として順次バックアッ
プをとる。

【０１０４】なお、論理グループ５内の全てのデータの
バックアップとるのではなく、任意のデータ数で部分的
にバックアップをとることも可能である。また、元のデ
ータのみではなく、二重化データも含めて論理グループ
５全体のバックアップを取る場合、データ制御部８のＭ
Ｐ２９は、ドライブ＃１から４においてｒｏｗ＃１から
順にパラレルに同時に読みだしていく。パラレルに同時
に読み出したデータはＤＫＣ２のキャッシュメモリ１８
に一端格納し、キャッシュメモリ１８から他の磁気ディ
スク装置または磁気テープ装置または光ディスク装置等
のバックアップ媒体に転送し格納する。

【０１０５】この高速転送は書込みの場合も同様に行な
えることは明らかである。ただし、書込みの場合の高速
転送では１回の書き込み処理では、実施例１と同様に元
のデータと二重化データ双方の書込みが完了しておら
ず、二重化してデータを書き込んではいない。この高速
転送による書込みにおいて、データの二重化が完了され
ているかどうかはＤＣＵ７においてＭＰ２９がデータ管
理テーブル９により管理する。

【０１０６】以上述べたような高速転送による読み出し
／書込み処理は論理グループ５内の各ドライブ４間のみ
で行なうだけではなく、複数の論理グループ５が協調
し、論理グループ５間で高速転送による読み出し／書込
み処理を行なうことも可能である。また、高速転送によ
る読み出し／書込み処理を行なう際、各ドライブの回転
を同期させると、論理グループ５内の各ドライブ４にお
ける回転待ち時間が、一台のドライブの時と等しく平均
で１／２回転となるため、前処理時間が短くなりより効
果的である。

【０１０７】次に、図１においてＤＵ３内の論理グルー
プ５を構成するいずれか一台のドライブ４に障害が発生
した時に、その障害ドライブ４のデータを回復する方法
を図１４を参照して説明する。ここでは、４台のドライ
ブ４のうちドライブ＃１に障害が発生した場合を例に説
明する。この場合、ＤＣＵ７のＭＰ２９は以下のような
手順によりデータの回復を行なう。まず、障害が発生し
たドライブ＃１を正常なドライブと交換する。図１４に
示すように、ドライブ＃１内のデータと同じデータがド
ライブ＃２，＃３，＃４に格納されている。そこで、こ
れらのドライブ＃２，＃３，＃４からドライブ＃１のデ
ータを読み出し、そのデータを交換した正常なドライブ
に書込み、データの回復を行なう。この時ドライブ＃１
に格納されるデータ＃１、＃２、＃３はドライブ＃２，
＃３，＃４のそれぞれからパラレルに同時に読み出す。
これらのデータは一旦ＤＫＣ２内のキャッシュメモリ１
８に格納し、キャッシュメモリ１８から正常なドライブ
に交換したドライブ＃１へ格納する。ドライブ＃１への
データ格納終了後再び、ドライブ＃２、＃３、＃４から
ドライブ＃１のデータを読み出し、同様にキャッシュメ
モリ１８を介して正常になったドライブ＃１へ格納す
る。以下、この回復処理を繰り返しドライブ＃１内の全
データの回復を行なう。もし、キャッシュメモリ１８の
容量がドライブ＃１の容量と比較し大きい場合は、ドラ
イブ＃１に格納される全データをキャッシュメモリ１８
に格納し、その後、ドライブ＃１に格納することで、処
理を一回で済ませることも可能である。

【０１０８】本実施例におけるデータ回復処理のタイミ
ングチャートは実施例１に関して図７（ａ）に示したも
のと同じであり、実施例１と同様に、本実施例によれば
従来のミラー方式と比較しデータの読み出し時間が短縮
されるため、データの回復時間は短くなる。また、図８
（ｂ）を用いて実施例１に関して説明したことと同じよ
うに回復処理中のオンライン処理の性能低下を本実施例
でも抑えることが可能となる。

【０１０９】本実施例において示したデータ格納方法に
おいても実施例１で示した全ての機能、効果を同じよう
に適応できることは明らかである。また、本実施例では
４台のドライブにより論理グループ５を構成したが、こ
のドライブ台数は２台以上であれば特に制限されるもの
ではない。

【０１１０】（実施例３）図１５（ａ）にさらに他のデ
ータ格納方法を示す。

【０１１１】本実施例においても、実施例１，２と同様
に初期設定の段階でアドレス管理テーブル９には元デー
タアドレスに対する二重化データアドレスの割りあてが
事前に行われており、データの書き込み、削除の際は、
アドレス管理テーブルのデータ名への登録，削除が行わ
れる。

【０１１２】図１５（ａ）では、共に二重化データを２
台のドライブに分散させて格納している。二重化データ
に関する分散方法についての制約はない。具体的には、
図１５においてドライブ＃１に格納されている元データ
に対し二重化データをドライブ＃３、４に格納する場合
は、ドライブ＃１に格納されている元データの内の半分
をドライブ＃３、残りの半分をドライブ＃４に格納す
る。この時、ドライブ＃１に格納されている元データの
中で、どれをドライブ＃３に格納し、どれをドライブ＃
４に格納するかの選択は自由である。つまり、二重化デ
ータを、元のデータが格納されているドライブ以外の２
台以上のドライブに分けて格納されていればよい。結
局、本実施例では、ドライブ数ｍは２ｋ（ｋ≧２）であ
り、この内、ｋ個のドライブの各々に元データを保持す
る領位を設け、それぞれのドライブの元データに対する
２重化データを残りのｋ個のドライブに分散して格納す
る。本実施例ではとくに１つのドライブの元データ群を
ｋ個の群に分割し、結局ドライブ数ｍのときに各ドライ
ブ内の元データに対する２重化データを分散して保持す
るドライブ数ｎはｍ／２となっている。より一時的に
は、ｎ≧２，ｍ≧４であればよい。（ａ）ではドライブ
＃１のデータの二重化データはドライブ＃３，４に交互
に格納し、ドライブ＃２のデータも同様にドライブ＃
３，４に交互に格納する。

【０１１３】（実施例４）図１５ｂに示すように、ドラ
イブ＃１のデータの二重化データはドライブ＃３，４に
格納し、ドライブ＃２のデータも同様にドライブ＃３，
４に格納するが、図１５（ａ）と異なるのは、（ｂ）の
場合はいくつかのデータを一つの塊としてドライブ＃
３，４に交互に格納している点である。

【０１１４】この実施例３，４のように二重化データを
分散して格納しても実施例１および２の機能、効果を同
じように適応できることは明らかである。例えば、図１
５Ａに示すようにドライブ＃１の元データがドライブ＃
３、４に分散して格納されている場合、バックアップ等
の要求により、データ＃１、２、３を一度に高速に読み
だしたい時は、ドライブ＃１のデータ＃１、ドライブ＃
４のデータ２、ドライブ３のデータ３をパラレルに一度
に読みだすことにより、３台のドライブによる並列処理
が可能となる。これは、ドライブ＃１に読み出し／書き
込み要求が集中した場合に、ドライブ＃１への読み出し
／書き込み要求をドライブ＃１、３、４に分散させるの
にも使用可能で有る。

【０１１５】一時的には、本実施例によれば、ドライブ
数ｍに対して、２重化データを分散して保持するドライ
ブの数ｎがｍ／２であるため、本実施例によればｎ＋１
＝ｍ／２＋１のデータを異なるドライブから並列によめ
ることになる。

【０１１６】本実施例では同一ドライ内のデータの２重
化データが分散されているドライブの数ｎはｍ−１より
小さく、実施例１、２の場合より少なく、したがって並
列によめるデータの数もｍ−１より少ないが、元データ
用の領域と２重化データ用の領域の位置関係が簡単であ
るため、これらの領域の決定が実施例１，２より簡単に
行えるという利点を有する。

【０１１７】（実施例５）本実施例では連続領域を確保
することが難しいＵＮＩＸにおいて、連続領域を確保す
る方法を説明する。ＵＮＩＸの書き込みでは、書き込み
先のドライブ内で使用されていない空き領域に対し自動
的に書き込まれてしまう。ＣＰＵ１がドライブ＃１にシ
ーケンスシャルデータであるデータ＃１、８、１２を書
き込もうとする。この時、データ＃１、８、１２を格納
するのに十分な空き領域が連続して（ドライブ内のアド
レスが連続）確保できればそこに格納するが、以下のよ
うに連続して確保できない場合は以下のように処理す
る。ドライブ＃１において（シリンダアドレス、ヘッド
アドレス）＝（シリンダ＃１、トラック＃１）と（シリ
ンダ＃３、トラック＃２）と（シリンダ＃４、トラック
＃３）が空き領域の場合、図２１に示すようにそれぞれ
の空き領域にデータ＃１、８、１２を書き込む。

【０１１８】このドライブ＃１に書き込まれたデータ＃
１、８、１２は元データである。これらの元データに対
し実施例１の格納規則にしたがい、それぞれ二重化デー
タはデータ＃１はドライブ＃２の（シリンダ＃１、トラ
ック＃４）、データ＃８はドライブ＃３の（シリンダ＃
３、トラック＃４）、データ＃１２はドライブ＃４の
（シリンダ＃４、トラック＃４）に格納される。これら
のデータ＃１、８、１２はシーケンシャルなデータなた
め、データ＃１、８、１２の順にシーケンシャルに読み
出す場合はドライブ＃２、３、４から二重化データであ
るデータ＃１、８、１２をパラレルに読み出す。図２１
のタイムチャートに示すように、ドライブ＃１からシー
ケンシャルに元データであるデータ＃１、８、１２を読
み出す場合、各々のデータに対しヘッドの移動（シー
ク）と回転待ちとデータの転送が必要となるが、上記の
ように複数ドライブから二重化データをパラレルに読み
出すことにより、各々のドライブにおいて一回のヘッド
の移動（シーク）と回転待ちとデータの転送でする。上
記説明はデータの単位をトラック単位としたが、トラッ
クの容量以下のデータの場合でも同様である。例えば、
１トラックが１０個の小さなデータで構成される場合、
（シリンダ＃１、トラック＃１）と（シリンダ＃３、ト
ラック＃２）と（シリンダ＃４、トラック＃３）のトラ
ックにそれぞれデータ＃１、８、１２の元データが格納
されているとする。これらの二重化データはそれぞれド
ライブ＃２の（シリンダ＃１、トラック＃４）、ドライ
ブ＃３の（シリンダ＃３、トラック＃４）、ドライブ＃
４の（シリンダ＃４、トラック＃４）に格納されるとす
ればよい。

【０１１９】以上の実施例では、ドライブ４として磁気
ディスク装置を用いたものを例に説明したが、光ディス
ク装置、フロッピィディスク装置等を用いても同様に実
現できることは明らかである。また、論理グループ５を
構成するドライブ数を４台としたが、論理グループ５を
構成するドライブ４の数は２台以上であれば制約が無い
ことはいうまでもない。

【０１２０】また、上記実施例ではＤＫＣ２内にＤＣＵ
７を置き、ＤＵ３内の各ドライブ４を全て管理している
が、ＤＣＵ７を各論理グループ５単位に持たせることも
可能である。このように各論理グループ５単位にＤＣＵ
７を持たせると、ＣＰＵ１は該当するデータが格納され
ている論理グループ５を一つの大きなデータ空間と認識
し、これに対し読み出し／書込み要求を出すことができ
る。論理グループ５内においては、ＤＣＵ７がＣＰＵ１
から指定されたデータが格納されている物理的なアドレ
スを見つけて、該当するドライブ４に対し実際に読み書
きを行なう。また、ＣＰＵ１のＯＳがＤＣＵ７の機能を
サポートしても構わない。

【０１２１】さらに、本発明による二重化ディスクアレ
イ装置は、従来のミラー方式、ＲＡＩＤ３，ＲＡＩＤ５
と混在して構成されていても構わない。このように、一
つのシステム内において複数の格納方式による論理グル
ープ５が存在することにより、データの信頼性に対する
要求や、高速転送に対する要求等のデータの特性により
格納方式を選択することができる。

【０１２２】

【発明の効果】以上述べたように本発明によれば、デー
タはディスクアレイを構成するドライブに分散して格納
されるため、各ドライブを効率良く使用でき、単位時間
当りの処理件数を低下させることなくデータの読み出し
／書込みを高速に行なうことができる。また、ドライブ
に障害が発生した場合のデータ回復処理についても、二
重化データをパラレルに同時に読み出して行なうことに
より、短時間で回復させることが可能であり、回復処理
とオンライン処理とを並行して行なう場合でもオンライ
ン処理を止める時間を少なくできるため、その間にユー
ザに与える被害を少なくできる等の顕著な効果を達成す
ることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明によるディスクアレイ装置の構成図であ
る。

【図２】図１の装置に使用するドライブの内部構造図で
ある。

【図３】図１の装置に適用される第１の各データの格納
方法を説明する図である。

【図４】図１の装置における二重化データの格納を示す
図である。

【図５】図１の装置に適用される読み出し／書込み処理
フローチャートである。

【図６】図１の装置に適用されうる他の読み出し／書込
み処理フローチャートである。

【図７】（ａ）は従来のミラー方式のディスクアレイ装
置におけるデータ回復処理のタイミングチャートであ
る。（ｂ）は図１の装置におけるデータ回復処理のタイ
ミングチャートである。

【図８】（ａ）は従来のミラー方式のディスクアレイ装
置において、オンライン処理を実行しながら行うデータ
回復処理タイムチャートである。（ｂ）は、図１の装置
において、従来のミラー方式のディスクアレイ装置にお
いて、オンライン処理を実行しながら行うデータ回復処
理タイムチャートである。

【図９】（ａ）は、図１の装置において、オンライン処
理を実行しながら行う他のデータ回復処理の説明図であ
る。（ｂ）は、図９（ａ）の処理のタイムチャートであ
る。

【図１０】（ａ）は、図１の装置における書込み処理中
の読み出し処理の説明図である。（ｂ）は、従来のミラ
ー方式によるディスクアレイ装置における書込み処理中
の読み出し処理の説明図である。

【図１１】（ａ）は、図１の装置におけるデータ分散効
果の説明図である。（ｂ）は、従来のミラー方式による
ディスク装置におけるデータ分散効果の説明図である。

【図１２】図１の装置に適用される第２のデータ格納方
法によるデータ格納状態を示す図である。

【図１３】図１２に使用した各データに対するアドレス
を説明する図である。

【図１４】図１の装置に図１３にて示したデータ格納方
法を採用したときのドライブ障害時のデータ回復処理の
説明図である。

【図１５】（ａ）は、図１の装置に適用可能な第３のデ
ータ格納方法によるデータ格納状態を説明する図。
（ｂ）は、図１の装置に適用可能な第４のデータ格納方
法によるデータ格納状態を説明する図。

【図１６】（ａ）は、従来のディスクアレイ装置におけ
るデータ格納を説明する図である。 （ｂ）は、従来の
他のディスクアレイ装置におけるデータ格納を説明する
図である。

【図１７】（ａ）は、従来のさらに他のディスクアレイ
装置におけるデータ格納を説明する図である。（ｂ）
は、従来のさらに他のディスクアレイ装置におけるデー
タ格納を説明する図である。

【図１８】従来のディスクアレイ装置におけるパリティ
生成方法の説明図である。

【図１９】（ａ）は、いくつかの従来技術における大量
データ転送時におけるデータ処理時間の比較図である。
（ｂ）は、いくつかの従来技術における小量データ転送
時におけるデータ処理時間の比較図である。

【図２０】図１の装置で用いるアドレス変換テーブルの
例を示す図。

【図２１】図１の装置に適用する、第４のデータ格納方
法によるデータ格納状態を説明する図である。

フロントページの続き (72)発明者 高本 良史 東京都国分寺市東恋ケ窪１丁目280番地 株式会社日立製作所中央研究所内 (72)発明者 田中 淳 東京都国分寺市東恋ケ窪１丁目280番地 株式会社日立製作所中央研究所内

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】ｋ個のディスク装置からなる第１のディス
   ク装置群と、 ｋ個のディスク装置からなる第２のディスク装置群と、 上位側装置と接続可能であり、上記第１のディスク装置
   群と上記第２のディスク装置群とに接続されたディスク
   制御装置とを有し、上記ディスク制御装置は、上記上位
   側装置から書き込みを要求されたデータを所定の単位で
   上記第１のディスク装置群と上記第２のディスク装置群
   とに２重化して書き込み、かつ、上記書き込みを要求さ
   れたデータを上記第２のディスク装置群に分散させて書
   き込むために、そのデータを上記第２のディスク装置群
   の上記ｋ個のディスク装置に上記所定の単位で交互に書
   き込む書き込み手段と、上記上位側装置からの上記書き
   込み手段により２重化して書き込まれたデータの読みだ
   し要求に応じて、上記第１のディスク装置群又は上記第
   ２のディスク装置群からそのデータを読み出す手段とを
   有するディスク制御装置であって、上記第１のディスク
   装置群と上記第２ののディスク装置群の内のいずれか一
   つのディスク装置に障害が発生したときに、上記読み出
   し手段は、上記障害の発生したディスク装置の属する上
   記第１のディスク装置群又は上記第２のディスク装置群
   ディスク装置群とは異なる他方のディスク装置群から、
   上記ディスクに格納されているデータと同じデータを並
   列に読み出し、上記書き込み手段は、上記ディスクの替
   わりに使用される交代用のディスク装置に、上記読み出
   されたデータを順次書き込む手段をさらに有することを
   特徴とするディスクアレイ。
2. 【請求項２】請求項１に記載のディスクアレイにおい
   て、 上記読み出し手段は、上記書き込み手段により上記交代
   用ディスク装置に上記データを書き込むのと並列に、上
   記障害の発生後に上記上位装置からの読み出し要求の指
   定するデータを上記他方のディスク装置群から読み出す
   ことを特徴とするディスクアレイ。