JP2000508456A - 移動されたデータの完全性を維持しながらraidセットにおけるドライブ数の拡張 - Google Patents
移動されたデータの完全性を維持しながらraidセットにおけるドライブ数の拡張Info
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Abstract
(57)【要約】
データの完全性を維持しながらNドライブRAIDセットをMドライブRAIDセットへ動的に拡張する方法及び装置であって、MドライブRAIDセットは1個又はそれ以上の新たなドライブを有している。本方法は、NドライブRAIDセットにおいて破壊的ゾーンデータを包含する破壊的ゾーンを識別するステップを有している(400)。その後に、該破壊的ゾーンデータをNドライブRAIDセット内の解放位置へコピーし(408)且つMドライブRAIDセットにおける新たなドライブにおける位置へコピーする(410)ことによって該破壊的ゾーンデータをMドライブRAIDセット内にミラーリングする。最後に、NドライブRAIDセットをMドライブRAIDセットへ拡張する(414)。拡張ステップがNドライブRAIDセットの破壊的ゾーンの移動を完了するまで、ミラーリングした破壊的ゾーンデータを維持することによって移動期間中におけるNドライブRAIDセットにおけるデータの完全性を確保する(416)。
Description
【発明の詳細な説明】
発明の名称
移動されたデータの完全性を維持しながらRAIDセットにおけるドライブ数
の拡張
発明の詳細な説明背景
本発明は、大略、分散型計算システムに関するものであって、更に詳細には拡
張プロセス期間中にデータの完全性を確保しながらRAID(独立ディスクの冗
長アレイ)セットを動的に拡張する方法及び装置に関するものである。
分散型計算システムにおいては、ホストは格納制御器を介して格納(メモリ)
システムへ接続されている。ホストは、例えばスモールコンピュータシステムイ
ンターフェース(SCSI)即ち小型コンピュータシステムインターフェース等
のインターフェースを介して該格納制御器と通信を行う。分散型計算システムに
対してデータの冗長性を与えるためにしばしばRAID技術が使用される。RA
IDアーキテクチュアシステムにおいては、ホストはインターフェース(SCS
I)を介してRAID格納制御器と通信を行う。そして、RAID格納制御器は
ホストデータを格納するために、1個又はそれ以上の格納要素(即ち、ハードデ
ィスクドライブ、オプチカ
ルディスク、又は磁気テープドライブを有することの可能なRAIDセット)へ
接続される。ホストがRAID格納制御器を介して格納要素へ書込を行い又はそ
れから読取を行う。RAID格納制御器は、ユーザが選択したRAIDレベルに
従って種々の格納要素へデータを書込み、ユーザに対してホストデータに対する
冗長性の選択可能なレベルを与えている。
幾つかのシステムにおいては、ホストデータを格納するための格納要素の数は
可変である。即ち、格納要素数は、格納することが必要とされる情報の量に依存
する。従って、幾つかのシステムの場合には、ホストの格納条件が増加するに従
い、既存のRAIDセットに対して1個又はそれ以上の格納要素を付加するため
の拡張が必要とされる。
RAIDセットの拡張格納期間中に発生する1つの問題は、拡張プロセス期間
中における障害の場合にシステムに対するデータの完全性を維持することである
。RAIDアーキテクチュアシステムに組込まれている冗長性のために通常はデ
ータの完全性は高いものであるが、拡張プロセス期間中に、特異的な障害がデー
タ損失を来すことがある。データの完全性を確保するために、あるシステムでは
拡張プロセス期間中に格納操作をディスエーブルさせ、それによってホストがシ
ステム格納部へアクセスするこ
とをディスエーブルさせる。このことは格納システムに対するより簡単な形態の
制御を可能とするものであるが、それはホストにおいて非効率的なものとさせる
。所望されていることは、ホストデータの完全性を維持しながら動的拡張能力を
与えることである。発明の要約
一般的に、1つの側面においては、本発明は、データの完全性を維持しながら
NドライブRAIDセットをMドライブRAIDセットへ動的に拡張する方法及
び装置を提供しており、その場合に、MドライブRAIDセットは1個又はそれ
以上の新たなドライブを有している。本発明の1つの側面においては、本方法は
、破壊的ゾーンデータを包含するNドライブRAIDセットにおける破壊的ゾー
ンを識別するステップを有している。その後に、該破壊的ゾーンデータは、それ
をNドライブRAIDセット内の自由な位置へコピーすると共にMドライブRA
IDセット内の新たなドライブ内の位置へコピーすることによって、Mドライブ
RAIDセットにおいて該破壊的ゾーンデータをミラーリング即ちダブらせて書
込みを行う。最終的に、該NドライブRAIDセットがMドライブRAIDセッ
トへ拡張される。該拡張ステップがNドライブRAIDセットの破壊的ゾー
ンの移動を完了するまでミラーリングした破壊的ゾーンデータを維持することに
よって、移動期間中においてNドライブRAIDセットにおいてデータの完全性
が確保される。
本発明の1つの利点は、動的拡張プロセス期間中にデータの完全性が維持され
、ホストの効率を増加させることを可能とすることである。
その他の利点及び特徴については以下の説明及び請求の範囲から明らかとなる
。図面の簡単な説明
図1は本発明の1実施例に基づくRAIDアーキテクチュア分散型計算システ
ムの概略ブロック図である。
図2はRAIDセットの概略ブロック図である。
図3aは拡張前のRAIDセットの概略ブロック図である。
図3bは第一及び第二データストライプの拡張後の図3aのRAIDセットの
概略ブロック図である。
図4は本発明の1実施例に基づくRAIDセットを動的に拡張する方法のフロ
ーチャートである。
図5aは本発明に基づく動的拡張前のRAIDセットの概略ブロック図である
。
図5bは最後のアーム(arm)データを拡張したRAIDセット内の新たな
ドライブへコピーした
後の図5aのRAIDセットの概略ブロック図である。
図5cは破壊的ゾーンデータを最後のアーム及び新たなドライブの両方へミラ
ーリングした後の図5bのRAIDセットの概略ブロック図である。
図5dはオリジナルのRAIDセットの破壊的ゾーンの動的拡張後の図5cの
RAIDセットの概略ブロック図である。詳細な説明
図1を参照すると、RAIDアーキテクチュアシステムにおいては、ホスト1
0がバス20を介してRAID格納制御器30へ接続されている。RAID格納
制御器30には、1個又はそれ以上の格納要素40が取付けられており、それら
全体がアレイ60(RAIDセット)を構成している。アレイ60内の各格納要
素40はバックプレーンバスシステム70を介してRAID格納制御器30へ接
続している。本発明の1実施例においては、このバックプレーンバスシステム7
0はRAID格納制御器30上のSCSIポートをアレイ60における各格納要
素40上のSCSIポートへ接続している。従って、情報は、バックプレーンバ
スシステム70を介して、アレイ60における格納要素40のうちのいずれかへ
又はそれから該制御器へ又は該制御器から書込むこ
とが可能である。
1実施例においては、各RAID格納制御器は4個のSCSIポートを有して
おり、各ポートは最大で7個の装置までの接続をサポートすることが可能である
。RAID格納制御器30における各ポートはアレイ60における1個又はそれ
以上の格納要素40へ結合される。RAID格納制御器30はホストデータに対
してユーザが選択可能な冗長性を与えるべく形態とすることが可能である。ホス
トデータはRAID 0、RAID 1、RAID 3、RAID 5、RAI
D 6アーキテクチュアを包含する多数のRAIDアーキテクチュアレベルのい
ずれかにおいて維持することが可能である。説明の便宜上、RAIDレベル5ア
ーキテクチュアについて説明する。
RAIDセット(アレイ60)は1個又はそれ以上の格納要素を有している。
例えば、RAIDセットは図2に示したように3個の格納要素(ディスクD1、
D2、D3)を包含することが可能である。データはストライプでRAIDセッ
ト(アレイ60)内に格納される。1個のストライプのデータは、RAIDセッ
トを横断して書込まれるデータブロック202と、パリティ情報204とから構
成されている。データは、パリティデータを単一のディスクへ
書込むか(RAIDレベル3)、又はアレイ60内のディスクのうちのいずれか
へ書込む(RAIDレベル5)ように、ディスクを横断してストライプの形態と
することが可能である。
アレイ60内に1個又はそれ以上の新たな格納要素(例えば、第四ディスクD
4)を付加するためにアレイ60内のディスクの数を拡張するために、データス
トライプと関連するデータは再書込されねばならない。特に、データはより大き
なストライプ寸法(この場合には、4個のディスク)に対して再書込されねばな
らない。従来技術においては、このことは個別的なストライプのデータを読取り
且つそれらをより大きなストライプ形態に再書込することを必要としていた。然
しながら、拡張プロセス期間中に障害が発生する場合には、データの完全性が阻
害される場合がある。
図3aを参照すると、3個のディスクD1、D2、D3を包含するRAIDセ
ット300が新たなディスクD4を付加することによって拡張されるものとする
。オリジナルのRAIDセットにおいては、データブロックはストライプの形態
でディスクアレイを横断して分散されており、それは各ストライプにおいて2個
のブロックのデータと単一ブロックのパリティ情報を包含している。新たな拡張
されたRAID
セットにおいては、各ストライプは該アレイにおける3個のディスクを横断して
展開されている3個のブロックのデータと4番目のディスク上の1個のブロック
のパリティ情報とを有することとなる。
典型的に、従来技術においては、拡張プロセス期間中に、1個のストライプの
データが一度に読取られる。例えば、再配置されるべき第一ストライプのデータ
が読取られ(ストライプ2)、それはデータブロック2及び3とそれと関連する
パリティ情報P2とを有している。該読取りの後に、データブロック2及び3は
、図3bに示したように、ディスクD4を有する拡張されたストライプ寸法に対
して適合するために、ディスクD3及びディスクD1における拡張されたRAI
Dセットにおけるそれらのそれぞれの新しい位置へ書込まれる。その後に、パリ
ティ情報P1newが新たな第一ストライプに対して計算され、その後に、ディスク
D4へ書込まれる。従って、RAIDセットの第一ストライプはディスクD1上
にデータブロック0と、ディスクD2上にデータブロック1と、ディスクD3上
にデータブロック2と(当初ディスクD3上に存在していたパリティ情報P1の
上に上書きされている)、ディスクD4上のパリティ情報P1newとを有すること
となる。ストライプ2は、ディスクD1上の古いデータブロック2情報の
上に上書きされているデータブロック3と、ディスクD2上の古いパリティ情報
P2と、ディスクD3上のその当初の位置におけるデータブロック3とを有して
いる。
この読取及び書込プロセス期間中にディスク障害が発生すると、データが消失
される可能性がある。例えば、オリジナルの即ち当初のパリティ情報P1が上書
きされている期間中で且つ新たなパリティ情報P1newが発生される前において、
ディスクD1又はディスクD2における障害はデータの喪失を発生させる場合が
ある。何故ならば、従来技術のシステムにおいては、上書きされるデータはRA
IDセットにおける特異的な位置に存在しているからである。従って、特異的デ
ィスク障害の場合にRAIDセットは通常データを回復することが可能であるが
、拡張プロセス期間中においては、その障害は壊滅的なものとなる場合がある。
次に、図4を参照すると、動的RAIDセット移動(拡張)プロセス期間中に
データの完全性を確保する方法は、拡張前にオリジナルの即ち当初のRAIDセ
ット内の破壊的ゾーンにおけるストライプ数を識別すること(400)を包含し
ている。該破壊的ゾーンは、拡張プロセス期間中に格納されることを必要とする
オリジナルのディスクアレイ(RAID
セット)におけるストライプ数として定義される。本発明の1実施例においては
、破壊的ゾーン内のストライプ数は、オリジナルのRAIDセットにおけるディ
スク数と拡張されたRAIDセットにおけるディスク数とに基づいて次式に従っ
て計算される。
破壊的ゾーン内のストライプ数=(N−1)×(M−1)
RAIDセットが冗長形態の場合(パリティ又は再構築データを
含む、例えばRAID 3、RAID 5)
又は
破壊的ゾーン内のストライプ数=N×M
RAIDセットが非冗長形態の場合(パリティ又は再構築データ
を含まず、(例えばRAID 0)
又は、
破壊的ゾーン内のストライプ数=(N/2)×(M/2)
RAIDセットがミラーリングされたRAIDセットの場合(例
えば、RAID 1、RAID 6)
尚、N=オリジナルのRAIDセットにおけるディスク数、
M=拡張されたRAIDセットにおけるディス
ク数。
概念的には、破壊的ゾーンは少なくとも1個又はそれ以上のストライプが使用
のために完全に解放されるまで、拡張期間中に処理されることを必要とされるR
AIDセットにおけるストライプ数に等しい。解放されるということは、現在書
込が行われている新たなRAIDセットにおけるストライプが既に新たなRAI
Dセットストライプ内にそのデータ(オリジナルのRAIDセットからの)全て
を既に書込んだことを意味する。従って、拡張プロセスにおいて障害が発生して
もこの状態は回復可能である。破壊的ゾーン内のストライプの全てが処理された
後に、解放ストライプ(そのデータの全てを既に上のストライプへ書込を行った
もの)は、RAIDセットの拡張における次のストライプからのデータを書込む
ために使用可能であることが保証されている。
該制御器は、次に、ステップ400において識別された破壊的ゾーンデータを
格納するために必要とされるデータブロックの数を決定する(402)。その後
に、該制御器はNドライブRAIDセットにおける1個のディスク上の解放空間
を探し出すか、又は、1個のディスク上の空間を解放させる。1実施例において
は、その中に含まれているデータを新たなディスクアレイへコピーすることによ
ってRA
IDセット内のディスクのうちの1つの底部における空間を解放させる。最初に
該制御器はオリジナルのRAIDセットにおけるディスク(以後、「最後のアー
ム」)を選択する(404)。その後に、該制御器はステップ402から識別さ
れたブロック数をステップ404において選択されたディスク(最後のアーム)
の底部から新たなディスク(本実施例におけるD4)へコピーする(406)。
本発明の1実施例においては、最後のアームはオリジナルのディスクアレイにお
ける最後のディスクである。一方、アレイ内の任意のディスクを使用することが
可能である。本発明の1実施例においては、最後のアームからのデータは新たな
ディスク(D4)における同一の相対的な格納位置へコピーされる。
最後のアームからのデータ(「最後のアームデータ」)の新たなディスク(D
4)へのコピー期間中に、ホストからの読取又は書込はオリジナルのRAIDセ
ットへアクセスする。書込が行われる場合には、このゾーンに対する新たなデー
タを新たなディスクへコピーすることが可能であるようにコピーステップ(40
6)は再開始されねばならない。コピーステップ(406)の終りにおいて、格
納制御器に対するデータベースがアップデート即ち更新されて、最後のアームデ
ータが新たなディスクD4上に存在
していることを反映する。従って、最後のアームデータに対するその後の読取及
び書込は新たなディスクD4の位置に対して行われる。
最後のアームデータのコピーが完了した後に、該制御器は破壊的ゾーンからの
データを最後のアームへコピーする(408)。破壊的ゾーンから最後のアーム
(D3)へのデータのコピー期間中において、ホストからの読取又は書込はオリ
ジナルのRAIDセットへアクセスする。破壊的ゾーンに対しての書込が行われ
る場合には、コピーステップ(408)はこのゾーン内の新たなデータを最後の
アーム位置へコピーすることが可能であるように再開始されねばならない。
同時に、該制御器は破壊的ゾーンデータを新たなドライブ(本例におけるD4
)へコピーし、破壊的ゾーンデータに関連するミラーリングした書込セットを形
成する(410)。1実施例においては、破壊的ゾーンデータは新たなドライブ
D4の「中間」へコピーされる。「中間」とは、最後のアームデータの上方の新
たなディスクにおける位置であるが、破壊的ゾーンの拡張において上書きされる
ことのある位置ではない位置のことである。従って、正確な位置は重要ではなく
、上述した拘束条件を満足する新たなディスクD4における任意の位置が適切な
も
のである。コピープロセス期間中に、破壊的ゾーンに対する読取及び書込はオリ
ジナルのRAIDセットへアクセスする。この場合にも、書込が行われる場合に
は、破壊的ゾーンデータに対するコピープロセスはステップ406において再開
始されてデータの完全性を確保する。コンフィギュレーション即ち形態データベ
ースはコピーが完了した後にアップデートされる(412)。1実施例において
は、該データベースは、破壊的ゾーンデータが新たなディスクD4内に位置され
たことを反映すべくアップデートされる。
これでRAIDセットの拡張を開始することが可能である(414)。このプ
ロセスは、破壊的ゾーン内のデータブロックのストライプを一度にオリジナルの
RAIDセットから拡張されたRAIDセットへコピーすることによって開始す
る(416)。このコピー期間中に、破壊的ゾーンに対する読取及び書込動作は
最後のアーム位置か又は新たなドライブ位置のいずれかにおけるミラーリングさ
れたRAID位置におけるデータへアクセスする。拡張プロセス期間中に破壊的
ゾーンに対する書込動作が発生する場合には(ステップ414)、新たなディス
クD4位置及び最後のアーム位置の両方における破壊的ゾーンデータがアップデ
ートされる。その後に、
マイグレーション即ち移動がステップ416において再開始される。
ミラーリングされるRAIDセットからの全ての破壊的ゾーンが拡張されたR
AIDセットへコピーされた後に、ミラーリングされるRAIDセット(オリジ
ナルのディスクアレイにおける最後のアーム及び新たなディスクアレイ上に位置
されているミラーリングされたデータ)は最早必要なものではなく、従って、レ
リーズ即ち排除される(418)。その後に、該制御器は新たなディスクから最
後のアームデータを最後のアーム上のオリジナルの位置へ回復させる(420)
。このコピー期間中に、最後のアームデータに対する読取及び書込動作は新たな
ディスク位置へアクセスする。書込動作が行われる場合には、コピーの再開始が
行われる。そのコピーが完了した後にコンフィギュレーション(形態)データベ
ースがアップデートされる(422)。
1実施例においては、最後のアームデータはオリジナルの位置へコピーされる
ものではなく、且つ最後のアームデータに対する全ての読取及び書込は新たなデ
ィスク位置に対して継続して行われる。オリジナルのRAIDセットにおける最
後のアーム位置に対するデータの回復は、新たなディスクの障害が発生した場合
にのみ必要とされる。新たなディスク
における障害の場合には、最後のアームデータを再生させ且つオリジナルのRA
IDセット内の最後のアーム位置へ書き戻すことが可能である。
最後のアームに対してデータをコピーした後に、最後のアームデータと関連す
る新たなドライブD4におけるデータ位置は最早必要なものではなく且つレリー
ズ即ち解除することが可能である。
オリジナルのRAIDセットの残りのストライプは、新たなストライプグルー
プの要素を読取り、新たなパリティを計算し且つデータの破壊の可能性なしで新
たなRAIDセットへの書込を実行することによって新たなRAIDセット内に
書き直すことが可能である(424)。
RAIDセットの残部(非破壊的ゾーン)のマイグレーション即ち移動期間中
に、処理中のRAIDセットの現在のライン(古いRAIDセットにおけるもの
から読取中)に対する転送(書込)は、その特定のラインに対するマイグレーシ
ョン即ち移動の再開始を必要とする。既に処理されたラインに対する転送は新た
なRAIDセットへ書込まれる。処理中の現在のラインより下側の転送は古いR
AIDセットへ書込まれる(最後のアームデータが最後のアーム位置へコピーさ
れたものと仮定する)。
本発明の1実施例においては、古いRAIDセッ
トへの転送は、破壊的ゾーンデータの処理中(破壊的ゾーンデータのマイグレー
ション即ち移動)期間中に阻止される。その後に、古いRAIDセットにおいて
処理中の現在のラインに対する転送のみが阻止される。
1実施例においては、マイグレーション(移動)プロセス期間中の何等かのド
ライブの障害はマイグレーション即ち移動を停止させ且つドライブ障害ステータ
スが該制御器へ報告される。その後に、ユーザは再構築を開始することが可能で
ある。
図5aを参照すると、3ドライブRAIDセットが4ドライブRAIDセット
へ拡張されるべき場合である。破壊的フェーズ期間中に、RAID制御器は新た
なRAIDセットにおける1個のストライプを解放させるために処理されねばな
らない最初の3個のディスクドライブ(破壊的ゾーン)におけるストライプの数
を識別する。特に、単一のストライプを横断して書込まれている2個のデータブ
ロックとパリティ情報とを有する3ドライブRAIDセットの場合には、3個の
ストライプが破壊的ゾーンにおいて処理されねばならない。これら3個のストラ
イプは破壊的データ(Ddest)を有しており、それは、オリジナルのRAIDセ
ットにおけるそれぞれのストライプに対して、データブロック0,1,2,3,
4,5とパリティ情報P1,2,P3とを有している。
破壊的ゾーン内のストライプを識別すると、該制御器はディスクアレイ内の最
後のアームから新たなディスクドライブへ転送されることを必要とするデータブ
ロックの数を識別する。この例の目的のために、6個のデータブロックが識別さ
れる(データブロックDB1−DB6)。該RAID制御器はこれら6個のデータ
ブロック(DB1−DB6)を転送し、図5bに示したようにそれらを新たなディ
スクD4における同一の相対的な位置において該新たなディスクへコピーする。
オリジナルのRAIDセット内の最後のアームから新たなディスクドライブD
4へデータをコピーした後に、破壊的ゾーン(Ddest、データブロック0−5)
と関連しているデータはディスクD3における最後のアーム位置へ書込まれる。
本発明の1実施例においては、パリティデータも破壊的ゾーンデータの一部とし
て書込むことが可能である。障害の場合にデータの再構築は直接的に必要とされ
るものではないが、回復プロセスを早めるためにある状況下においてはパリティ
情報が有用な場合がある。同時に、破壊的ゾーンデータ(Ddest)がオリジナル
の最後のアームデータの位置のすぐ上の位置において新たな
ディスクドライブD4へ書込まれる。この破壊的ゾーンデータ(Ddest)は今や
RAIDセット内の3個の位置に存在しており、即ち、ディスクD1、ディスク
D2、ディスクD3の夫々におけるRAIDセットの最初の3個のストライプに
おけるものと、最後のアーム(ディスクD3)におけるものと、最後に、図5c
に示したように、オリジナルの最後のアームデータ(D1)のすぐ上の新たなデ
ィスクドライブD4におけるものとである。
これで動的拡張プロセスを開始することが可能である。特に、破壊的ゾーンと
関連しているデータストライプ(ストライプ2及び3)を読取ることが可能であ
り、新たなパリティ情報を計算し、且つデータ及びパリティ情報を図5dに示し
たように新たなRAIDセットへ書込むことが可能である。このプロセスは、オ
リジナルのRAIDセットにおける最後のストライプが再書込されるまでオリジ
ナルのRAIDセットからのストライプの読取を継続して行う。
本発明を特定の実施例について説明したが、それは本発明の例示的なものであ
って制限的なものとして解釈すべきものではない。
その他の実施例は以下の請求の範囲の範囲内のものである。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1.データの完全性を維持しながらNドライブRAIDセットをMドライ ブRAIDセットへ動的に拡張する方法において、前記MドライブRAIDセッ トは1個又はそれ以上の新たなドライブを包含するものであり、 前記NドライブRAIDセットにおいて破壊的ゾーンデータを含む破壊的ゾー ンを識別し、 前記破壊的ゾーンデータを前記NドライブRAIDセット内の解放位置へ及び 前記MドライブRAIDセット内の新たなドライブにおける位置へコピーするこ とによって前記破壊的ゾーンデータをミラーリングし、 前記NドライブRAIDセットをMドライブRAIDセットへ拡張し、それに より拡張ステップが前記NドライブRAIDセットの破壊的ゾーンの移動を完了 するまでミラーリングした破壊的ゾーンデータを維持することによってMドライ ブRAIDセットへの移動期間中に前記NドライブRAIDセットにおけるデー タの完全性を確保する、 上記各ステップを有する方法。 2.請求項1において、更に、 前記NドライブRAIDセット内の解放位置が使用可能でない場合には、前記 NドライブRAIDセ ットにおけるドライブの最後のアームゾーンを識別し、 前記最後のアームゾーンからのデータを前記MドライブRAIDセット内の新 たなドライブへコピーし、 前記破壊的ゾーンからのデータを前記最後のアームゾーンへ及び前記Mドライ ブRAIDセット内の新たなドライブへコピーする、 上記各ステップを有する方法。 3.請求項2において、前記最後のアームゾーンからのデータを前記新た なドライブ内の同一の相対的な位置へコピーする方法。 4.請求項3において、前記破壊的ゾーンデータを前記新たなドライブに おける最後のアームゾーンからのデータのすぐ上の位置へコピーする方法。 5.請求項1において、前記破壊的ゾーンが所定数のストライプであり、 且つ前記所定数のストライプは、次式、 破壊的ゾーン内のストライプ数=N×M 尚、N=NドライブRAIDセット内のドライブ数 M=MドライブRAIDセットにおけるドライブ数、 に従って計算される方法。 6.請求項5において、前記破壊的ゾーンにおけるストライプ数を、次式 、 破壊的ゾーン内のストライプ数=(N−1)×(M−1) NドライブRAIDセット内のデータがパリティデータ又は再生 データを有している場合、 に従って計算する方法。 7.請求項5において、前記破壊的ゾーン内のストライプ数を、次式、 破壊的ゾーン内のストライプ数=(N/2)×(M/2) NドライブRAIDセットがミラーリングしたRAIDセットの 場合、 に従って計算する方法。 8.データの完全性を維持しながらNドライブRAIDセットをMドライ ブRAIDセットへ動的に拡張する方法において、 前記NドライブRAIDセットにおける第一寸法を有する破壊的ゾーンを識別 し、 前記NドライブRAIDセットにおける1つのドライブにおいて前記第一寸法 の最後のアームゾーンであって前記破壊的ゾーンの一部でない最後のアームゾー ンを識別し、 前記最後のアームゾーンからのデータを前記Mド ライブRAIDセット内の新たなドライブへコピーし、 前記破壊的ゾーンからのデータを前記最後のアームゾーンへ及び前記Mドライ ブRAIDセット内の新たなドライブへコピーし、 前記NドライブRAIDセットをMドライブRAIDセットへ拡張し、それに より、拡張ステップが前記NドライブRAIDセットの破壊的ゾーンの処理を完 了するまで、前記最後のアームゾーン及び前記新たなドライブ内に位置されてい るミラーリングした破壊的ゾーンデータを維持することによってMドライブRA IDセットへの移動期間中に前記NドライブRAIDセットにおいてデータの完 全性を維持する、 上記各ステップを有する方法。 9.請求項8において、前記破壊的ゾーンが所定数のストライプであり、 且つ前記所定数のストライプが、次式、 破壊的ゾーンにおけるストライプ=N×M 尚、N=NドライブRAIDセットにおけるドライブ数、 M=MドライブRAIDセットにおけるドライブ数、 に従って計算する方法。 10.請求項9において、前記破壊的ゾーンにおけるストライプ数を、次 式、 破壊的ゾーンにおけるストライプ数=(N−1)×(M−1) NドライブRAIDセットにおけるデータがパリティデータ又は 再生データを有している場合、 に従って計算する方法。 11.請求項9において、前記破壊的ゾーンにおけるストライプ数を、次 式、 破壊的ゾーンにおけるストライプ数=(N/2)×(M/2) NドライブRAIDセットがミラーリングしたRAIDセット である場合、 に従って計算する方法。 12.データの完全性を維持しながらNドライブRAIDセットをMドラ イブRAIDセットへ動的に拡張する方法において、前記MドライブRAIDセ ットは1個又はそれ以上の新たなドライブを有しており、 前記NドライブRAIDセットにおいて破壊的ゾーンデータを包含する破壊的 ゾーンを識別し、 前記破壊的ゾーンデータを前記NドライブRAIDセット内の解放位置へ及び 前記MドライブRAID セットにおける新たなドライブにおける位置へコピーすることによって前記破壊 的ゾーンデータをミラーリングし、 前記NドライブRAIDセットをMドライブRAIDセットへ動的に拡張する 、 上記各ステップを有しており、前記拡張するステップが、 前記破壊的ゾーンデータを前記MドライブRAIDセットにわたって移動 させ、 前記MドライブRAIDセットへの破壊的ゾーンデータの移動を完了した 後に前記NドライブRAIDセットの前記解放位置において格納されており且つ 前記新たなドライブ内において格納されているミラーリングされた前記破壊的ゾ ーンデータを解除し、 前記NドライブRAIDセットデータの残部を前記MドライブRAIDセ ットにわたって移動する、上記各ステップを有しており、それにより、前記拡張 ステップが前記NドライブRAIDセットの破壊的ゾーンの処理を完了するまで ミラーリングした破壊的ゾーンデータを維持することによってMドライブRAI Dセットへの移動期間中前記NドライブRAIDセットにおいてデータの完全性 を維持する、方法。 13.請求項12において、前記動的に拡張するステップが、更に、前記 破壊的ゾーンデータ移動ステップ期間中に前記破壊的ゾーンに対する読取及び書 込動作を阻止するステップを有している方法。 14.請求項12において、前記NドライブRAIDセットデータの残部 を移動させるステップが、 処理のために前記NドライブRAIDセット内の現在のラインを選択し、 前記現在のラインを読取り、 前記現在のラインのデータを前記新たなドライブへ書込む、 上記各ステップを有している方法。 15.請求項14において、更に、前記読取中の現在のラインに対する書 込動作を阻止するステップを有している方法。 16.請求項12において、更に、 前記NドライブRAIDセットにおける解放位置が使用可能でない場合には、 前記NドライブRAIDセットにおける1つのドライブの底部における最後のア ームゾーンを識別し、 前記最後のアームゾーンからのデータを前記MドライブRAIDセット内の新 たなドライブへコピーし、 前記破壊的ゾーンからのデータを前記最後のアー ムゾーンへ及び前記MドライブRAIDセット内の新たなドライブへコピーする 、 上記各ステップを有する方法。 17.請求項16において、前記最後のアームゾーンからのデータを前記 新たなドライブ内の同一の相対的な位置へコピーさせる方法。 18.請求項17において、前記破壊的ゾーンデータを前記新たなドライ ブ内の前記最後のアームゾーンからのデータのすぐ上の位置へコピーする方法。 19.請求項12において、前記破壊的ゾーンが所定数のストライプであ り、且つ前記所定数のストライプを、次式、 破壊的ゾーンにおけるストライプ数=N×M 尚N=NドライブRAIDセットにおけるドライブ数 M=MドライブRAIDセットにおけるドライブ数、 に従って計算する方法。 20.請求項19において、前記破壊的ゾーンにおけるストライプ数を、 次式、 破壊的ゾーンにおけるストライプ数=(N−1)×(M−1) NドライブRAIDセット内のデータが パリティデータ又は再生データを有している場合、 に従って計算する方法。 21.請求項19において、前記破壊的ゾーン内のストライプ数を、次式 、 破壊的ゾーン内のストライプ数=(N/2)×(M/2) NドライブRAIDセットがミラーリングしたRAIDセットで ある場合、 に従って計算する方法。 22.ホストとRAIDセットとの間でインターフェースするRAID格 納制御器において、 ホストとRAIDセットとの間でデータを転送する制御器、 NドライブRAIDセット内に格納されているデータをMドライブRAIDセ ットへ拡張する動的拡張ルーチン、 前記拡張ルーチンが、 前記NドライブRAIDセットの破壊的ゾーン内のデータストライプ数を 識別する破壊的ゾーン識別子、 前記破壊的ゾーンからのデータを保持するための寸法とされたNドライブ RAIDセットの1つのドライブ内の最後のアーム位置を識別するための最後の アーム識別子、 前記破壊的ゾーンからのデータを前記最後のアーム位置へ及び前記Nドラ イブRAIDセット内の前記新たなドライブへコピーするために前記最後のアー ム位置からのデータを前記MドライブRAIDセット内の新たなドライブへコピ ーするデータ転送ルーチン、 前記NドライブRAIDセット内のデータをMドライブRAIDセットへ 拡張する拡張ルーチン、を有しており、前記最後アーム位置及び前記新たなドラ イブにおけるミラーリングした破壊的ゾーンデータを介して拡張期間中にデータ の完全性を維持するRAID格納制御器。
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