JP2000508456A

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

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Publication number: JP2000508456A
Application number: JP10517627A
Authority: JP
Inventors: シャリト，アミール
Original assignee: マイレックスコーポレイション
Priority date: 1996-10-08
Filing date: 1997-10-03
Publication date: 2000-07-04
Anticipated expiration: 2017-10-03
Also published as: AU4744797A; JP3316500B2; EP1019830A4; TW364975B; AU710907B2; US5875457A; CA2268128A1; CA2268128C; EP1019830A1; WO1998015895A1

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。ＲＡＩＤ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（ＳＣＳＩ）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ＲＡＩＤ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１０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７０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ＲＡＩＤ０、ＲＡＩＤ１、ＲＡＩＤ３、ＲＡＩＤ５、ＲＡＩＤ６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Ｄ４）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ＲＡＩＤ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Ｐ_1new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Ｐ_1new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Ｐ_1new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ＲＡＩＤ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ＲＡＩＤ３、ＲＡＩＤ５）又は破壊的ゾーン内のストライプ数＝Ｎ×ＭＲＡＩＤ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ＲＡＩＤ０）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、ＲＡＩＤ１、ＲＡＩＤ６）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ＲＡＩＤ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ＲＡＩＤ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ＲＡＩＤ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（Ｄ４）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（４０６）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ＲＡＩＤ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ＲＡＩＤ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ＲＡＩＤ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（Ｄ_dest）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Ｄ４へデータをコピーした後に、破壊的ゾーン（Ｄ_dest、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（Ｄ_dest）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（Ｄ_dest）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

【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ＲＡＩＤ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。