JP2001290746A

JP2001290746A - Ｉ／ｏ要求に優先順位を与える方法

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Publication number: JP2001290746A
Application number: JP2001075172A
Authority: JP
Inventors: K Anberger David; デヴィッド・ケー・アンバーガー; D Daniels Roger; ロジャー・ディー・ダニエルズ; Beruhaji Mohamed; モハメド・ベルハジ
Original assignee: Hewlett Packard Co
Current assignee: HP Inc
Priority date: 2000-03-23
Filing date: 2001-03-16
Publication date: 2001-10-19
Anticipated expiration: 2021-03-16
Also published as: US7213165B2; JP4922496B2; US6647514B1; US20040059958A1

Abstract

(57)【要約】【課題】再構築中のホストのＩ／Ｏパフォーマンスおよ
び記憶アレイの可用性を向上させる。【解決手段】Ｉ／Ｏ要求に優先順位をつけることによ
り、ホストＩ／Ｏパフォーマンスおよび記憶アレイの可
用性が向上する。一実施形態においては、記憶アレイが
永久的にデータを失いつつあるとき（たとえば、さらに
もう１つの所定のディスクの故障により、データが失わ
れる結果となるとき）、再構築Ｉ／Ｏ要求に、ホストＩ
／Ｏ要求に対する優先権が与えられる。記憶アレイがも
はや永久的にデータを失いつつある状態でなくなるま
で、再構築Ｉ／Ｏ要求はホストＩ／Ｏ要求に対する優先
権を持ち、永久的にデータを失いつつある状態でなくな
ったとき、ホストＩ／Ｏ要求に、再構築Ｉ／Ｏ要求に対
する優先権が与えられる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、記憶アレイに関
し、より具体的には、本発明は、Ｉ／Ｏ要求に優先順位
を与えて、再構築中におけるホストのＩ／Ｏパフォーマ
ンスおよび記憶アレイの可用性を向上させることに関す
る。

【０００２】

【従来の技術】従来からのディスクアレイデータ記憶シ
ステムは、単一の大容量記憶システムを形成するよう配
置され調整された複数の記憶ディスクドライブ装置を有
している。大容量記憶システムの一般的な設計目的に
は、メガバイト単位の低コスト、高い入出力パフォーマ
ンス、および高いデータ可用性が含まれる。データ可用
性は、ディスクまたは他のコンポーネントが故障した場
合に動作の継続を保証しつつ、記憶システムに格納され
たデータにアクセスすることができる能力を含む。デー
タ可用性は、データまたはデータ間の関係を記憶システ
ムの複数の場所に格納するといった冗長性を使用するこ
とによって提供されることが多い。ディスクが故障した
場合、冗長データが、システムの動作可能な部分から検
索され、コンポーネントの故障に起因して失われた元の
データを再生するのに使用される。

【０００３】ディスクドライブに冗長データを格納する
２つの一般的な方法がある。すなわち、ミラーリングお
よびパリティである。ミラーリングの冗長性では、格納
されるデータは複製され、記憶システムの同じサイズの
２つの別々の領域（元のデータの記憶領域および冗長デ
ータの記憶領域）に格納される。パリティの冗長性で
は、元のデータは元のデータの記憶領域に格納され、冗
長データは冗長データの記憶領域に格納されるが、冗長
データはパリティデータのみであるので、冗長データの
記憶領域のサイズは元のデータの記憶領域のサイズより
小さい。

【０００４】ＲＡＩＤ（ＲｅｄｕｎｄａｎｔＡｒｒａ
ｙｏｆＩｎｄｅｐｅｎｄｅｎｔＤｉｓｋｓ）記憶シ
ステムは、冗長データを格納するために物理記憶容量の
一部が使用されるディスクアレイシステムである。一般
に、ＲＡＩＤシステムは、頭文字ＲＡＩＤのもとで示さ
れる７つのアーキテクチャすなわちレベルのうちの１で
特徴付けられる。ＲＡＩＤ０アーキテクチャは、いかな
る冗長性もなく構成されているディスクアレイシステム
である。このアーキテクチャは、実際には冗長アーキテ
クチャではないため、ＲＡＩＤ０はしばしばＲＡＩＤシ
ステムの議論からは省かれる。

【０００５】ＲＡＩＤ１アーキテクチャは、ミラーリン
グの冗長性に従って構成された記憶ディスクを含む。元
のデータはディスクのあるセットに格納され、そのデー
タの複製コピーは別のディスクに保持される。ＲＡＩＤ
２〜ＲＡＩＤ６アーキテクチャは、すべてパリティタイ
プの冗長記憶を伴う。特に、ＲＡＩＤ５アーキテクチャ
は、ディスクのすべてにわたってデータおよびパリティ
情報を分散させる。一般に、ディスクは、「ブロック」
と呼ばれる等しいサイズのアドレス領域に分割される。
同じユニットアドレス範囲を有するそれぞれのディスク
からの一組のブロックを、「ストライプ」と呼ぶ。ＲＡ
ＩＤ５において、それぞれのストライプは、Ｎブロック
のデータと、そのＮブロックにおけるデータについての
冗長情報を含む１つのパリティブロックと、を有してい
る。

【０００６】ＲＡＩＤ５において、パリティブロック
は、ストライプごとに異なるディスクを循環する。例え
ば、５つのディスクを有するＲＡＩＤ５アーキテクチャ
において、第1のストライプのパリティブロックは５番
目のディスクにあり、第２のストライプのパリティブロ
ックは４番目のディスクにあり、第３のストライプのパ
リティブロックは３番目のディスクにある、等である。
後に続くストライプのパリティブロックは、一般に、螺
旋パターン（他のパターンも可能であるが）でディスク
ドライブを循環する（これを、「precess」と呼ぶ）。
ＲＡＩＤ２〜ＲＡＩＤ４アーキテクチャは、どのように
してパリティブロックをディスクに配置するかにおいて
ＲＡＩＤ５と異なっている。

【０００７】ＲＡＩＤ６アーキテクチャは、データがス
トライプ化されているという点でＲＡＩＤ４および５と
同様であるが、元のデータに対し２つの独立した別個の
パリティ値（本明細書では、ＰおよびＱと呼ぶ）を利用
するという点で異なっている。Ｐパリティは、一般に、
元のデータのすべてのディスクからのストライプにおい
て、対応するデータ・チャンク（ひとかたまりのデー
タ）のビット毎の排他的論理和関数を使用して計算され
る。これは、１つの方程式の１つの未知数の積和演算に
対応する。一方、Ｑパリティは、Ｐとは無関係に、積和
演算に対して異なるアルゴリズムを使用して線形に計算
される。その結果、各パリティ値は独立したアルゴリズ
ムを使用して計算され、それぞれ別個のディスクに格納
される。したがって、ＲＡＩＤ６システムは、ストライ
プにおいて２つの別々のディスクが故障した場合であっ
てもデータを再構築することができるが（再構築空間が
使用可能であると仮定する）、ＲＡＩＤ５システムは、
ストライプにおいて１つのディスクが故障した場合にの
みデータを再構築することができる。

【０００８】ＲＡＩＤ５と同様に、ＲＡＩＤ６アーキテ
クチャは、２つのパリティブロックを、ストライプにお
けるデータ記憶装置のすべてにわたって分散させる。す
なわち、Ｎ＋２個のデータ記憶装置のストライプにおい
て、各ストライプは、Ｎブロックの元のデータと２ブロ
ックの独立したパリティデータとを有する。パリティデ
ータ・ブロックのうちの一方は、Ｎ＋２個のデータ記憶
装置のうちの１つに格納され、パリティデータ・ブロッ
クのうちの他方は、Ｎ＋２個のデータ記憶装置のうちの
別のものに格納される。ＲＡＩＤ５と同様に、ＲＡＩＤ
６におけるパリティブロックは、ストライプごとに異な
るディスクを循環される。例えば、所定のストライプに
おいて５つのデータ記憶装置を使用するＲＡＩＤ６シス
テムにおいて、ブロックの第１のストライプのパリティ
ブロックは、４番目と５番目の装置に書込まれ、ブロッ
クの第２のストライプのパリティブロックは、３番目と
４番目の装置に書込まれ、ブロックの第３のストライプ
のパリティブロックは、２番目と３番目の装置に書込ま
れる、等である。一般に、この場合も、次に続くブロッ
クについてのパリティブロックの場所は、他のパターン
も使用可能であるが、そのストライプにおける次の論理
装置にシフトする。

【０００９】階層型データ記憶システムにより、異なる
技術に従ってデータを格納することができる。階層型Ｒ
ＡＩＤシステムでは、冗長性技術の利点と欠点との間の
トレードオフを可能にするために、データは、ＲＡＩＤ
１およびＲＡＩＤ５等の複数のＲＡＩＤアーキテクチャ
に従って格納されることができる。

【００１０】さらに、データ記憶システムは、データ
が。システム内に同時に存在している複数の冗長グルー
プに格納されることを可能にする。ＲＡＩＤシステムで
は、それぞれの冗長グループは、同じＲＡＩＤアーキテ
クチャ（または、階層型ＲＡＩＤシステムについての複
数のＲＡＩＤアーキテクチャ）を使用して冗長性を提供
する、該ＲＡＩＤシステムにおける一組のディスクであ
る。例として、合計３０個のディスクを有するＲＡＩＤ
システムにおいて、１０個のディスクは、第１のＲＡＩ
Ｄアーキテクチャを使用して（例えばＲＡＩＤ１を使用
して）第１の冗長グループにいることができ、他の１２
個のディスクは、第２のＲＡＩＤアーキテクチャを使用
して（例えば、ＲＡＩＤ１およびＲＡＩＤ５を使用し
て）第２の冗長グループにいることができ、残りの８個
のディスクは、第３のＲＡＩＤアーキテクチャを使用し
て（例えばＲＡＩＤ１およびＲＡＩＤ６を使用して）第
３の冗長グループにいることができる。

【００１１】「ＭｅｍｏｒｙＳｙｓｔｅｍｓｗｉｔ
ｈＤａｔａＳｔｏｒａｇｅＲｅｄｕｎｄａｎｃｙ
Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ」と題されたＪａｃｏｂｓｏｎ
等の米国特許第５，３９２，２４４号は、データ記憶状
態および空間要求が変化した場合にデータを１つのＲＡ
ＩＤタイプから他のＲＡＩＤタイプに移行させることが
できる階層型ＲＡＩＤシステムを記述している。この特
許（ヒューレット・パッカード社に譲渡されている）
は、物理的記憶空間が、ミラーリングおよびパリティＲ
ＡＩＤ領域（例えば、ＲＡＩＤ１およびＲＡＩＤ５）を
有するＲＡＩＤレベルの仮想記憶空間にマップされるマ
ルチレベルＲＡＩＤアーキテクチャを記述している。Ｒ
ＡＩＤレベルの仮想記憶空間は、アプリケーションレベ
ルの仮想記憶空間にマップされる。このアプリケーショ
ンレベルの仮想記憶空間は、ユーザに対し、記憶空間
を、１つの大きい連続してアドレス指定可能な空間とし
て示すものである。動作中、ユーザの記憶要求がアプリ
ケーションレベルの仮想空間で変化すると、データは、
その変化に適応するために、ＲＡＩＤレベル仮想空間に
おいてミラーリングＲＡＩＤ領域とパリティＲＡＩＤ領
域との間で移行することができる。例えば、ミラーリン
グ冗長性に従っていったん格納されたデータは、シフト
されて、パリティ冗長性を使用して格納されることがで
き、またその逆も可能である。さらなる背景技術の情報
を提供するため、この米国特許第５，３９２，２４４号
を参照によりこの明細書に取り入れる。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】ＲＡＩＤシステムにお
いてディスクが故障した場合、アレイにおけるデータは
「再構築」される。これは一般に、ディスクアレイに対
し複数の読出しおよび／または書込み要求を発行するこ
とを含むプロセスである。また一般に、ＲＡＩＤシステ
ムは、この再構築プロセス中、ホストコンピュータから
の読出しおよび書込み要求に対して使用可能である。し
かしながら、これらのホスト要求は、しばしば再構築要
求によって使用されるものと同じリソース（資源）にア
クセスする必要があり、そのため再構築要求と競合す
る。

【００１３】システムによっては、ホスト要求および再
構築要求の間のこのような競合は、常に再構築要求を優
先してホスト要求を遅延させる（その結果、記憶アレイ
のデータがより迅速に再構築され、記憶アレイが永久的
にデータを失いつつある場合でなくても、ホスト要求に
応答するシステムのパフォーマンスが低下する）か、ま
たは、常にホスト要求を優先して再構築要求を遅延させ
る（その結果、ホスト要求に応答するシステムのパフォ
ーマンスは低下しないが、記憶アレイが永久的にデータ
を失いつつある場合であっても、記憶アレイのデータの
再構築に非常に長い時間がかかる可能性がある）ことに
よって、解決される。記憶アレイは、例えば記憶アレイ
のもう１つの所定のディスクの故障によってデータが失
われる結果となるときに、永久的にデータを失いつつあ
る。

【００１４】後述されるが、Ｉ／Ｏ要求に優先順位を与
えることによる、再構築中のホストのＩ／Ｏパフォーマ
ンスおよび記憶アレイの可用性の向上は、これらおよび
他の欠点を解決しようとするものである。

【００１５】

【課題を解決するための手段】入出力（Ｉ／Ｏ）要求に
優先順位を与えることにより、再構築中におけるホスト
のＩ／Ｏパフォーマンスおよび記憶アレイの可用性を向
上することが開示される。

【００１６】この発明の１つの側面によると、Ｉ／Ｏ要
求に優先順位を与える方法が提供され、該方法は、記憶
アレイが永久的にデータを失いつつあることを識別する
ステップと、記憶アレイが永久的にデータを失いつつあ
ることが識別されことに応答して、該記憶アレイの少な
くとも一部を再構築するＩ／Ｏ要求に、ホストのＩ／Ｏ
要求に対する優先権を与えるステップとを含む。

【００１７】この発明の１つの側面によると、記憶アレ
イが永久的にデータを失いつつある（例えば、記憶アレ
イにおけるもう１つの所定のディスクの故障によってデ
ータが失われる結果となる）とき、再構築Ｉ／Ｏ要求
に、ホストＩ／Ｏ要求に対する優先権が与えられる。記
憶アレイが永久的にデータを失いつつある状態でなくな
るまで、再構築Ｉ／Ｏ要求はホストＩ／Ｏ要求に対する
優先権を有し続け、上記状態でなくなった時点で、ホス
トＩ／Ｏ要求に、再構築Ｉ／Ｏ要求に対する優先権が与
えられる。

【００１８】この発明の他の側面によると、ホストＩ／
Ｏ要求および再構築Ｉ／Ｏ要求は、共に処理を待つため
に待ち行列に入力される。再構築Ｉ／Ｏ要求が優先権を
有する時（例えば、「再構築優先」モードの時）、新た
なＩ／Ｏ要求（ホストまたは再構築に関わらず）は、待
ち行列の最下位に入力されて該待ち行列の最上位に向か
って伝搬され、そこで先入れ先出し（ＦＩＦＯ）方式で
処理される。しかしながら、ホストＩ／Ｏ要求が優先権
を有する（例えば、「ホスト優先」モードである）時、
新たな再構築Ｉ／Ｏ要求は待ち行列の最下位に入力さ
れ、新たなホストＩ／Ｏ要求は、該待ち行列の他のすべ
てのホストＩ／Ｏ要求より下であるがすべての再構築Ｉ
／Ｏ要求より上に挿入される。これは、ホスト優先モー
ドの場合はホストＩ／Ｏ要求が再構築Ｉ／Ｏ要求の前に
処理されるが、再構築優先モードの場合はホストＩ／Ｏ
要求および再構築Ｉ／Ｏ要求が受け取られた順序で処理
される（その結果、ホストＩ／Ｏ要求よりも再構築Ｉ／
Ｏモードに対し、より多くのシステムリソースが割当て
られる）、という効果を有する。

【００１９】この発明の他の側面によると、再構築Ｉ／
Ｏ要求が、ホストＩ／Ｏ要求に対する優先権を有すると
き、ホストＩ／Ｏ要求に対する１つまたは複数のシステ
ムリソースの割当てが制限される。この場合、ホストＩ
／Ｏ要求によるシステムリソースの使用が閾値量を超え
ない限り、Ｉ／Ｏ要求（ホストまたは再構築に関わら
ず）は、受け取られた順序で処理される。閾値量を超え
ると、再構築Ｉ／Ｏ要求がホストＩ／Ｏ要求よりも前に
処理される。

【００２０】この発明の他の側面によると、Ｉ／Ｏ要求
（ホストまたは再構築に関わらず）の処理は複数の段階
で発生する。より優先順位が高い方を優先するように、
ある所定の要求の処理は、２つの段階の間で割り込みを
かけられることができる。例として、再構築優先モード
の時に新たな再構築Ｉ／Ｏ要求が受け取られた場合、ホ
ストＩ／Ｏ要求の処理に割り込みをかけて、該再構築Ｉ
／Ｏ要求の処理を可能にすることができる。

【００２１】

【発明の実施の形態】図１は、入出力（Ｉ／Ｏ）インタ
ーフェースバス２６を介してデータ記憶システム２４に
接続されたホストコンピュータ２２を備えるコンピュー
タシステム２０を示す。ホストコンピュータ２２は、例
えばサーバまたはワークステーションとして構成される
ことができる汎用コンピュータである。コンピュータ２
２は、表示装置２８と、中央処理装置（ＣＰＵ）３０
と、キーボード３２と、マウス３４と、を有する。ま
た、プリンタ、テープドライブ、ＣＤ−ＲＯＭドライ
ブ、ネットワークインターフェース等、他のデータ入力
および出力周辺装置を含んでもよい。図１において、ホ
ストコンピュータ２２は、ネットワーク３６に接続され
ることにより、データ記憶システム２４から１つまたは
複数のクライアント（図示せず）にデータを提供する。

【００２２】データ記憶システム２４は、ユーザデータ
および他の情報を保持するよう構成された記憶アレイを
表す。１つの実施形態によると、データ記憶システム２
４は、異なるおよび／または複数の冗長方式に従ってデ
ータを格納することができる階層型ＲＡＩＤシステムで
ある。ホストコンピュータ２２は、診断の実行、パフォ
ーマンスの評価、動作パラメータの設定のように、管理
者または他のユーザがＲＡＩＤ記憶システムを管理する
ためのインターフェースを提供する。説明を簡単にする
ため、本明細書ではデータ記憶システム２４をＲＡＩＤ
システムとして述べるが、代替的に他のタイプの記憶ア
レイを使用することも可能である。

【００２３】図２は、ホストコンピュータ２２およびデ
ータ記憶システム２４をより詳細に示す。コンピュータ
２２は、プロセッサ４０と、揮発性メモリ（すなわち、
ＲＡＭ）４２と、キーボード３２と、マウス３４と、不
揮発性メモリ（例えば、ＲＯＭ、ハードディスク、フロ
ッピー（登録商標）ディスク、ＣＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ
等）４４と、表示装置２８と、を有する。管理モジュー
ル４６は、メモリ４４に格納されており、プロセッサ４
０上で実行される。管理モジュール４６は、データ記憶
システム２４の種々のパラメータを設定することができ
ると共に、診断、パフォーマンス審査、容量分析等の管
理機能を提供する。管理モジュール４６は、表示装置２
８に視覚的なインターフェースを提供する記憶マネージ
ャ・ユーザインターフェース（ＵＩ）４８をサポートす
る。管理者は、後により詳細に説明するように、ＵＩ４
８を介して、データ記憶システム２４の種々のパラメー
タを変更することにより、再構築Ｉ／Ｏ要求対ホストＩ
／Ｏ要求に与えられる優先権を制御することができる。

【００２４】データ記憶システム２４は、複数の記憶デ
ィスク５２、ディスクアレイコントローラ５４ａと５４
ｂ、およびＲＡＩＤ管理システム５６を備えたディスク
アレイ５０を含む。本明細書で使用される「ディスク」
は、あらゆる大容量記憶装置、一般的には不揮発性でラ
ンダムアクセス可能な、再書込み可能の大容量記憶装置
を言う。ディスクには、不揮発性電子記憶素子（例え
ば、ＰＲＯＭ、ＥＰＲＯＭ、ＥＥＰＲＯＭ等）だけでな
く、磁気ディスクおよび光ディスクが含まれる。

【００２５】ディスクアレイコントローラ５４ａおよび
５４ｂは、スカジー（ＳＣＳＩ）のような、１つまたは
複数のインターフェースバス５８を介して、ディスクア
レイ５０に連結されている。ＲＡＩＤ管理システム５６
は、インターフェースプロトコル６０を介してディスク
アレイコントローラ５４ａおよび５４ｂに連結されてい
る。ＲＡＩＤ管理システム５６を、ソフトウェア、ファ
ームウェア、ハードウェアまたはそれらの組合せによっ
て具現化することができるということに注意されたい。
さらに、ＲＡＩＤ管理システム５６を、別個のコンポー
ネント（図示せず）として、またはディスクアレイコン
トローラ５４ａおよび５４ｂ内に、またはホストコンピ
ュータ２２内に具現化することもできるということに注
意されたい。１つの実施形態によると、ＲＡＩＤ管理シ
ステム５６は、データ記憶システム２４の処理装置上
で、またはコンピュータ２２のプロセッサ４０上で実行
されるソフトウェアモジュールである。代替的に、ＲＡ
ＩＤ管理システム５６は、他の処理装置によって実行さ
れることができ、またはファームウェアにおいて具現化
されることができ、またはハードウェア（例えば、ＡＳ
ＩＣ）において具現化されることができる。

【００２６】ディスクアレイコントローラ５４ａおよび
５４ｂは、ディスクアレイ５０へのデータの転送および
ディスクアレイ５０からのデータの転送を調整する。１
つまたは複数の冗長グループをディスクアレイ５０上で
実現することができ、１つまたは複数のＲＡＩＤアーキ
テクチャレベルを、それぞれの冗長グループにおいて実
現することができる。図２において、ディスクアレイコ
ントローラ５４ａおよび５４ｂは、まったく同じコント
ローラボードである。この並列なコントローラは、一方
のコントローラが動作不能となった場合に連続したバッ
クアップおよび冗長性を提供することにより、信頼性を
向上させる。並列のディスクアレイコントローラ５４ａ
および５４ｂは、リンク６４を介してそれぞれのミラー
リングされたメモリ６２ａおよび６２ｂを有している。
１つの実施形態によると、ミラーリングされたメモリ６
２ａおよび６２ｂは、バッテリーバックアップ式不揮発
性ＲＡＭ（ＮＶＲＡＭ）であるが、代替的に他のタイプ
のメモリを使用することもできる。ミラーリングされた
メモリ６２ａおよび６２ｂは、ディスクアレイ５０にお
ける記憶空間のメモリマップ、ディスクアレイ５０から
読み出されているデータのための読出しキャッシュ、デ
ィスクアレイ５０に書き込まれる前のデータのための書
込みキャッシュのような、数種類の情報を格納する。図
２には二重ディスクアレイコントローラ５４ａおよび５
４ｂが示されているが、３つ以上のコントローラが使用
されるマルチコントローラ構成、または代替的にシング
ルコントローラ構成のような、異なる構成を使用するこ
ともできる。

【００２７】ＲＡＩＤ管理システム５６は、要求待ち行
列６６、待ち行列コントローラ６８、優先順位識別部７
０、要求ディスパッチャ７２、再構築コントローラ７４
および要求プロセッサ７６を含む。再構築コントローラ
７４は、１つまたは複数のディスク５２が故障した場合
に、ディスクアレイ５０によって維持される１つまたは
複数のＲＡＩＤアーキテクチャレベルのいずれかにおけ
るデータの再構築を管理する。ディスク５２の故障は、
ディスク自体の問題またはディスクのアクセスに使用さ
れるコンポーネント（例えば、バス）の問題に起因し
て、ディスク５２全体またはディスク５２の一部がアク
セス不能になることを示す。ディスク故障の検出は当業
者にとって周知であるため、本発明に関連する部分を除
いてこれ以上の説明は省略する。

【００２８】ディスクアレイ５０に異なるＲＡＩＤレベ
ルが格納されることができることに起因して、異なるデ
ィスクが故障すると、異なるＲＡＩＤレベルが再構築さ
れることとなる場合がある。記憶アレイのデータが再構
築される方法は、故障の原因、アレイに採用されるＲＡ
ＩＤレベル、冗長グループにおけるディスクの数のよう
な多くの要因に依存して変わる。アレイにおいてデータ
を再構築する例としては、故障したディスクが使用され
ないように他のディスクおよび／またはＲＡＩＤレベル
にデータを移行させること、新たにインストールされた
ディスクにデータをコピーする（または書込むべきデー
タを判断してそのデータを書込む）こと、指定されたバ
ックアップまたはスペアディスクにデータを書込むこ
と、が含まれる。いずれにしても、ＲＡＩＤレベルの再
構築は、典型的には、ディスクアレイ５０からのデータ
の読出しおよび／またはディスクアレイ５０へのデータ
の書込みを含む。さらに、再構築プロセスは、故障の検
出に応じて自動的に実行されることができ、または代替
的に、ユーザ（または管理者）の要求に応じて実行され
てもよい。ＲＡＩＤレベルの再構築は当業者には周知で
あるため、本発明に関連する部分を除いてこれ以上の説
明は省略する。

【００２９】図２に要求待ち行列６６が示されている
が、本明細書ではこれを、論理待ち行列構造（実際の待
ち行列機構の実現を抽象化したもの）として説明する。
要求待ち行列６６は、広範囲な様々な方法のいずれによ
って実現されてもよい。かかる実現の例には、以下のも
のが含まれる。すなわち、すべてのＩ／Ｏ要求（ホスト
または再構築に関わりなく）が配置される単一の待ち行
列を使用してもよい。または、複数の待ち行列を使用し
て、Ｉ／Ｏ要求を１つの待ち行列に配置し、再構築要求
を他の待ち行列に配置するようにしてもよいし、代替的
に、優先順位の異なる要求を異なる待ち行列に配置する
ようにしてもよい。または、要求および各要求の受け取
りの時刻の簡単なリストを保持してもよい（このリスト
に、さらに各要求の優先順位をオプションとして含めて
もよい）。

【００３０】要求待ち行列６６は、コントローラ５４ａ
および５４ｂによって処理されるべき、ディスクアレイ
５０に対するＩ／Ｏ要求を格納する。これらのＩ／Ｏ要
求は、ホストコンピュータ２２、または代替的に再構築
コントローラ７４で発生することができ、さらに、入力
および／または出力要求（例えば、読出し要求、書込み
要求等）であることができる。示されている実施例で
は、要求は、待ち行列コントローラ６８によって要求待
ち行列６６に入力されるが、代替的に、ホストコンピュ
ータ２２または再構築コントローラ７４によって要求待
ち行列６６に直接入力されてもよい。要求は、異なる方
法で（たとえば、受け取られた順序で）要求待ち行列６
６に入力されることができ、または、後でより詳細に述
べるようにいくつかの他の順序方式に従って、要求待ち
行列６６に入力されることができる。

【００３１】要求は、要求ディスパッチャ７２によって
要求待ち行列６６から検索され、処理のために要求プロ
セッサ７６に渡される。要求の処理は、要求の種類に基
づいて変わるが、概して、要求を遂行するのに必要な動
作を実行することを言う。これら動作には、例えば、パ
リティ値を計算すること、１つまたは複数のディスクに
データを書込むこと、１つまたは複数のディスクからデ
ータを読出すこと、等が含まれることができる。要求デ
ィスパッチャ７２は、待ち行列に配置された順序で、ま
たは代替的に、後でより詳細に述べるような他の順序に
従って、要求待ち行列６６から要求を抽出することがで
きる。

【００３２】優先順位識別部７０は、ホストＩ／Ｏ要求
または再構築Ｉ／Ｏ要求のどちらが他方に対する優先権
を有するべきかを判断する。待ち行列コントローラ６８
および／または要求ディスパッチャ７２の振舞いは、後
でより詳細に説明するように、ホストＩ／Ｏ要求または
再構築Ｉ／Ｏ要求のどちらが他方に対する優先権を有す
るべきかに基づいて変わることができる。

【００３３】概して、ホストＩ／Ｏ要求または再構築Ｉ
／Ｏ要求に互いに対する優先権を与えるために、要求待
ち行列６６、待ち行列コントローラ６８、優先順位識別
部７０および要求ディスパッチャ７２は協調して動作す
る。ある特定の時刻に、ホスト要求または再構築要求の
どちらが優先権を有しているかは、アレイ５０が、永久
的にデータを失う状態にどれくらい近い状態にあるかに
従って決まる。一方のタイプの要求に、他方のタイプの
要求に対する優先権を与えることは、要求ベースで行う
ことができ（例えば、他のいずれの要求よりも前に処理
されるために、優先要求のすべてがディスクアレイコン
トローラ５４ａおよび５４ｂに渡される）、または代替
的に、リソースベースで行うことができる（例えば、優
先権を持たない要求は、優先権を持つ要求よりもリソー
スの使用がより制限される）。

【００３４】図３は、ホストＩ／Ｏ要求および再構築Ｉ
／Ｏ要求を管理する例示的なプロセスを示すフローチャ
ートである。図３のプロセスは、図２のＲＡＩＤ管理シ
ステム５６によって実現され、図２の要素を参照しつつ
説明される。

【００３５】最初に、データ記憶システム２４において
ディスクの故障が無いとき、ホストＩ／Ｏ要求は優先権
を有している（これを、「ホスト優先」と呼ぶ）（９
２）。ホストＩ／Ｏ要求は、ＲＡＩＤレベルの低下をも
たらすディスク故障が発生するまで、優先権を持ち続け
る（９４）。低下したＲＡＩＤレベルとは、１つまたは
複数のディスクが故障したＲＡＩＤレベルを言う。１つ
または複数のＲＡＩＤレベルのデータを格納しているデ
ィスクが故障した場合、そのディスク故障によってＲＡ
ＤＩレベルが低下する。しかしながら、すべてのディス
ク故障がＲＡＩＤレベルの低下をもたらすものではない
（例えば、ディスクがスペアディスクであってデータを
まったく格納していない、またはディスクアレイが新し
くまだＲＡＩＤレベルについて初期化されていない、ま
たは故障したディスクが別の冗長グループにある、
等）。

【００３６】ＲＡＩＤレベルの低下をもたらすディスク
故障が発生すると、優先順位識別部７０は、１つまたは
複数のＲＡＩＤレベルが臨界点にあるか否かをチェック
する（９６）。臨界点とは、ＲＡＩＤレベルが永久的に
データを失いつつある状態を言う。永久的にデータを失
うとは、データを失って、該失ったデータを回復するこ
とができないことを言う。データを永久的に失うこと
は、単純にデータを失うこと（例えば、ディスク故障に
より）とは異なる。なぜならば、ＲＡＩＤ記憶システム
の本質は、いくつかのディスク故障が発生しても、永久
的に失うことなく再構築することによって該ディスク上
のデータを回復させることのできる冗長性を提供するこ
とだからである。

【００３７】１つの実施形態によると、ＲＡＩＤレベル
は、１つ（またはもう１つ）のディスクの故障によって
そのＲＡＩＤレベルの少なくとも一部のデータが永久的
に失われるであろうという場合、永久的にデータを失い
つつあると識別される。ＲＡＩＤアーキテクチャレベル
により、データの喪失無しに持ちこたえることができる
故障の数は変化するため、冗長グループにおいて１つの
ディスクが故障すると、いくつかのＲＡＩＤレベル（例
えば、ＲＡＩＤ１またはＲＡＩＤ５）は永久的にデータ
を失いつつある状態になるが、他のＲＡＩＤレベル（例
えば、ＲＡＩＤ６）は、該冗長グループのさらに他のデ
ィスク（１つまたは複数）が故障するまで、永久的にデ
ータを失いつつある状態にはならない、ということが、
階層型データ記憶システムにおいては可能である。

【００３８】示されている実施例では、優先順位識別部
７０は、各ＲＡＩＤレベルにおいてデータ喪失がもたら
される前にいくつのディスクの故障が許容されるか、お
よび、どのＲＡＩＤレベルおよびどの冗長グループに、
アレイ５０のどのディスク５２が使用されているか、に
関してプログラムされている。ディスク５２が故障する
と、優先順位識別部７０には、どのディスク（１つまた
は複数）が故障したか（例えば、直接に、または再構築
コントローラ７４を介して）が通知される。同様に、故
障したディスクの結果としてシステムがデータの再構築
を完了した時も、優先順位識別部７０に（例えば、再構
築コントローラ７４によって）通知される。したがっ
て、優先順位識別部７０は、どの冗長グループおよび各
冗長グループ内のどのＲＡＩＤレベルが臨界点にあるか
を、正確に判断することができる。

【００３９】優先順位識別部７０が、ディスク故障の結
果としていずれのＲＡＩＤレベルも臨界点に無いと判断
した場合、ホストＩ／Ｏ要求に優先権が与えられ続ける
（９２）。こうして、かかる状況においては、ホストＩ
／Ｏ要求は受け取られた順序で処理され、再構築Ｉ／Ｏ
要求は、ホストＩ／Ｏ要求によって消費されていない使
用可能なリソースがある場合に処理される。

【００４０】ステップ９６に戻り、１つまたは複数のＲ
ＡＩＤレベルがその臨界点にある場合、それらのＲＡＩ
Ｄレベルについて、再構築Ｉ／Ｏ要求にホストＩ／Ｏ要
求に対する優先権が与えられる（それらのＲＡＩＤレベ
ルの「再構築優先」と呼ばれる）（９８）。再構築優先
である場合、再構築Ｉ／Ｏ要求には、ホストＩ／Ｏ要求
よりも優先的処置が与えられる（例えば、最初に処理さ
れる、またはより多くのリソースが割当てられる、
等）。臨界点にあるＲＡＩＤレベルのそれぞれについて
のこの優先順位は、そのＲＡＩＤレベルが臨界点にある
限り続き（９６）、臨界点でなくなった時、そのＲＡＩ
Ｄレベルについて、ホストＩ／Ｏ要求は再構築Ｉ／Ｏ要
求に対する優先権を有する。例えば、冗長グループがＲ
ＡＩＤ１データおよびＲＡＩＤ６データを含み、その冗
長グループにおける１つのディスクが故障した場合、そ
の冗長グループのＲＡＩＤ１は臨界点にあるがＲＡＩＤ
６は臨界点にない。そのため、ＲＡＩＤ１は再構築優先
の状態にあるが、ＲＡＩＤ６はまだホスト優先の状態に
ある。ＲＡＩＤレベルがその臨界点にある時に、再構築
Ｉ／Ｏ要求にホストＩ／Ｏ要求に対する優先権を与える
ことにより、そのＲＡＩＤレベルのデータをより迅速に
再構築して、永久的にデータを失うかもしれないことに
対する保護を支援することができる。

【００４１】代替的な実施形態によると、ステップ９８
において、少なくとも１つのＲＡＩＤレベルが臨界点に
ある場合、そのＲＡＩＤレベルおよび少なくとも１つの
他のＲＡＩＤレベル（または、１つの実施例によるとす
べてのＲＡＩＤレベル）は、ホストＩ／Ｏ要求に対する
優先権が与えられた再構築Ｉ／Ｏ要求を有する。例え
ば、冗長グループがＲＡＩＤ１データおよびＲＡＩＤ６
データを含み、その冗長グループの１つのディスクが故
障した場合、その冗長グループのＲＡＩＤ１はその臨界
点にあり、そのため、その冗長グループのＲＡＩＤ１お
よびＲＡＩＤ６は共に、（ＲＡＩＤ６がその臨界点に無
い場合であっても）再構築優先の状態になる。この場
合、冗長グループ全体が再構築優先の状態にある。

【００４２】さらに、ステップ９８において、臨界点に
あるＲＡＩＤレベルの再構築Ｉ／Ｏ要求に、すべての冗
長グループのホストＩ／Ｏ要求に対する優先権が与えら
れる（ある特定の冗長グループにおけるＲＡＩＤレベル
のいずれもが臨界点にない場合であっても）ようにして
もよい。代替的に、臨界点にあるＲＡＩＤレベルの再構
築Ｉ／Ｏ要求に、該臨界点にあるＲＡＩＤレベルと同じ
冗長グループにおけるホストＩ／Ｏ要求に対してのみ優
先権が与えられるようにしてもよい（この場合、その臨
界点にあるＲＡＩＤレベルが無い他の冗長グループは、
ホスト優先の状態を維持する）。

【００４３】図４は、ホストＩ／Ｏ要求または再構築Ｉ
／Ｏ要求のどちらが優先権を有しているかに基づいて要
求待ち行列を管理する例示的なプロセスを示すフローチ
ャートである。図４のプロセスは、図２のＲＡＩＤ管理
システム５６によって実現され、図２の要素を参照しな
がら説明される。

【００４４】図４のプロセスにおいて、要求は、優先順
位に基づいて要求待ち行列６６の、ある場所に配置され
る。ＲＡＩＤレベルが再構築優先の状態にある場合、要
求は、受け取られた順序で要求待ち行列６６に配置さ
れ、先入れ先出し（ＦＩＦＯ）方式で処理される。これ
により、いくつかの再構築Ｉ／Ｏ要求が取出されて処理
される前に、ホストＩ／Ｏ要求が要求待ち行列６６から
取出されて処理されることがあるが、通常は、再構築Ｉ
／Ｏ要求は、処理においてホストＩ／Ｏ要求よりも多く
のシステムリソースを消費するので、再構築Ｉ／Ｏ要求
が優先権を有することとなる。

【００４５】最初に、Ｉ／Ｏ要求（ホストまたは再構築
のいずれか）が受け取られ（１０８）、待ち行列コント
ローラ６８は、（例えば優先順位識別部７０に問い合せ
ることにより）その要求が対応するＲＡＩＤレベル（代
替的には、冗長グループ、またはディスクアレイ全体で
もよい）が再構築優先の状態にあるかどうかをチェック
する（１１０）。ＲＡＩＤレベルが再構築優先の状態に
ある場合、待ち行列コントローラ６８は、要求がホスト
Ｉ／Ｏ要求であるか再構築Ｉ／Ｏ要求であるかに関わら
ず、受け取られた要求を要求待ち行列６６の最下位に配
置する（１１２）。その後、処理は、別のＩ／Ｏ要求
（ホストまたは再構築のいずれか）を受け取るため、ス
テップ１０８に戻る。

【００４６】一方、ＲＡＩＤレベルがホスト優先状態で
ある場合、待ち行列コントローラ６８は、要求が、ホス
トＩ／Ｏ要求であるか再構築Ｉ／Ｏ要求であるかをチェ
ックする（１１４）。要求が再構築Ｉ／Ｏ要求である場
合、コントローラ６８は、要求を、要求待ち行列６６の
最下位に配置する（１１２）。要求がホストＩ／Ｏ要求
である場合、待ち行列コントローラ６８は、要求待ち行
列６６に再構築要求があるか否かをチェックする（１１
６）。要求待ち行列６６に再構築要求が無い場合、コン
トローラ６８は、要求を、要求待ち行列６６の最下位に
配置する（１１２）。一方、要求待ち行列６６に再構築
要求がある場合、コントローラ６８は、要求を、待ち行
列の他のすべてのホスト要求より下であるがすべての再
構築要求よりも上に配置する（１１８）。その後、処理
は、他のＩ／Ｏ要求を受け取るため、ステップ１０８に
戻る。

【００４７】図４のプロセスにより、待ち行列コントロ
ーラ６８が要求待ち行列６６における要求の順序付けに
責任を持つよう動作するため、要求ディスパッチャ７２
は、常に要求待ち行列６６の最上位からＩ／Ｏ要求を取
出すことができる。代替的に、コントローラ６８に、受
け取られた順序で要求を要求待ち行列６６に配置させ、
要求ディスパッチャ７２に、要求待ち行列６６から要求
を処理のために取り出す順序を変更させることにより、
同じ結果を得ることができる（例えば、ホスト優先状態
にある場合、要求待ち行列６６のホストＩ／Ｏ要求を探
索し、処理のための何らかの再構築Ｉ／Ｏ要求を選択す
る前に、処理のためのホストＩ／Ｏ要求を（例えばＦＩ
ＦＯ方式で）選択する）。

【００４８】図５は、ホストＩ／Ｏ要求または再構築Ｉ
／Ｏ要求のどちらが優先権を有しているかに基づいて要
求待ち行列を管理する代替的なプロセスを示すフローチ
ャートである。図５のプロセスは、図２のＲＡＩＤ管理
システム５６によって実現され、図２の要素を参照しつ
つ説明される。

【００４９】図５の例において、待ち行列コントローラ
６８は、受け取られた順序で要求を要求待ち行列６６に
配置する。その後、要求ディスパッチャ７２は、再構築
優先の状態にある時に、ある制限されたリソースの再構
築Ｉ／Ｏの使用を確実に保証する方法で、要求待ち行列
６６から処理のための要求を選択する。再構築優先の状
態にある時、制限されたリソースのホストＩ／Ｏによる
使用が閾値量を超えた場合、再構築要求は、その閾値量
を超えた状態でなくなるまで、ホスト要求よりも前に処
理される。これにより、要求待ち行列６６にホストＩ／
Ｏ要求が無い場合には、再構築Ｉ／Ｏ要求は、その制限
されたリソースを完全に使用することができると同時
に、要求待ち行列６６にホストＩ／Ｏ要求がある場合に
は、その制限されたリソースの再構築Ｉ／Ｏによる使用
が特定の量（すなわち、下限）より低下することが防止
される。制限されたリソースの再構築Ｉ／Ｏによる使用
量をそのように保証することにより、ＲＡＩＤレベルが
再構築優先の状態にある時にいくつかのホストＩ／Ｏ要
求が処理されるが、再構築Ｉ／Ｏ要求に対するリソース
が不足することが防止される。

【００５０】図５は、制限されたリソースのホストＩ／
Ｏによる使用を制限することに関して説明されている
が、代替的に、ＲＡＩＤ管理システム５６は、類似した
方法で、制限されたリソースの再構築Ｉ／Ｏによる使用
を制限してもよい。このような実施形態では、ホスト優
先の状態にある時に、制限されたリソースの再構築Ｉ／
Ｏによる使用が閾値量を超えた場合、その閾値量を超え
た状態でなくなるまで、ホスト要求は再構築要求よりも
前に処理される。

【００５１】図２を参照すると、記憶システム２４は、
種々のリソースの任意のものを使用して実現することが
できる。かかるリソースの例には、メモリ、ＣＰＵ、バ
ス等が含まれる。システム２４のこれらリソースのいず
れについても、制限を設けることができる。１つの実施
形態によると、ディスクアレイコントローラ５４ａおよ
び５４ｂ、またはディスクアレイコントローラ５４ａお
よび５４ｂとディスク５２との間のバス（または他のチ
ャネル）のように、「ボトルネック」であると考えられ
るリソースには制限がある。

【００５２】図５に戻ると、要求ディスパッチャ７２
は、ディスクアレイコントローラ５４ａおよび５４ｂが
他のＩ／Ｏ要求を処理することができるまで待機する
（１２８）。用意ができると、要求ディスパッチャ７２
は、要求待ち行列６６における次のＩ／Ｏ要求に対応す
るＲＡＩＤレベル（代替的には、冗長グループ、または
ディスクアレイ全体でもよい）が再構築優先の状態にあ
るか否かをチェックする（１３０）。要求待ち行列６６
における要求のＲＡＩＤレベルは、該要求と共に要求待
ち行列６６に格納することができ、または、代替的に要
求ディスパッチャ７２が、対応するＲＡＩＤレベルを判
断することができる（例えば、要求ディスパッチャ７２
を、ＲＡＩＤレベルに対するアドレスのマッピングを持
つようプログラムしてもよく、または、要求ディスパッ
チャ７２が、ＲＡＩＤレベルに対するアドレスのマッピ
ングへのアクセスを持つようにしてもよい）。

【００５３】要求待ち行列６６における次の要求に対応
するＲＡＩＤレベルが再構築優先の状態に無い場合、処
理のための次の要求が要求待ち行列６６から選択される
（１３２）。ＲＡＩＤレベルが再構築優先の状態にある
場合、要求ディスパッチャ７２は、そのＲＡＩＤレベル
について、制限されたリソースのホストＩ／Ｏによる使
用が閾値を超えているか否かをチェックする（１３
４）。該制限されたリソースのホストＩ／Ｏによる使用
が閾値を超えていない場合、要求待ち行列６６における
次の要求が、処理のために要求待ち行列６６から選択さ
れる（１３２）。しかしながら、該制限されたリソース
のホストＩ／Ｏによる使用が閾値を超えた場合、そのＲ
ＡＩＤレベルについての次の再構築Ｉ／Ｏ要求が、処理
のために要求待ち行列６６から選択される（１３６）。

【００５４】代替的に、要求ディスパッチャ７２は、ス
テップ１３０において、異なるＲＡＩＤレベル間の区別
に関与しなくてもよい。例えば、いずれかのＲＡＩＤレ
ベルが再構築優先の状態であると判断されたならば、ス
テップ１３４における判断は、そのいずれかのＲＡＩＤ
レベル（または組み合わされたＲＡＩＤレベルのすべ
て）についてのホストＩ／Ｏによる使用が閾値を超えて
いるか否かに関して行うことができる。

【００５５】ホスト優先から再構築優先に変更するの
に、または再構築優先からホスト優先に変更するのに超
えるべき上記閾値をどれくらいにするか、およびどのリ
ソースを制限するか、という決定は、種々の方法で行う
ことができる。図２のＲＡＩＤ管理システム５６は、ど
のシステムリソースが制限されるべきかの特定およびそ
れらの対応する閾値について、事前に構成されることが
できる。かかるリソースの制限は、管理者または他のユ
ーザにより変更されることにより、または代替的に管理
者または他のユーザにより最初に入力されていてもよ
い。かかる入力は、例えば図２のユーザインターフェー
ス４８を介して受取られることが可能である。例とし
て、ＲＡＩＤ管理システムにおける種々のリソースの識
別子がユーザに提示され、それらリソースのうちのいず
れが制限されるべきかをユーザが選択することができる
ようにすることができる。さらに、特定の閾値を入力す
ることもできる（例えば、ユーザが、再構築優先の状態
にある時は、ホストＩ／Ｏ要求によって、ある特定のリ
ソースが２５％より多くは使用されるべきではないと示
すことにより）。代替的に、特定の値に対応する複数の
事前設定が与えられるようにしてもよい（例えば、ユー
ザは「低」、「中」または「高」という制限を選択する
ことができ、それらの各々が、管理モジュール４６また
はＲＡＩＤ管理システム５６によって、それぞれ２５
％、５０％および７５％等の特定の値に変換されるよう
にすることができる）。

【００５６】図２から図５は、記憶システム２４によっ
てサポートされるすべてのＲＡＩＤレベルおよび冗長グ
ループについて、単一の要求待ち行列６６、待ち行列コ
ントローラ６８、優先順位識別部７０および要求ディス
パッチャ７２を有するデータ記憶システム２４に関して
述べられている。代替的に、各冗長グループが、それ自
身の要求待ち行列６６、待ち行列コントローラ６８、優
先順位識別部７０および要求ディスパッチャ７２を有し
てもよく、および／または各ＲＡＩＤレベル（またはＲ
ＡＩＤレベルの他の組合せ）が、それ自身の要求待ち行
列６６、待ち行列コントローラ６８、優先順位識別部７
０およびディスパッチャ７２を有してもよい。

【００５７】さらに、ＲＡＩＤ管理システムは、要求の
処理中に、再構築Ｉ／Ｏ要求および／またはホストＩ／
Ｏ要求に対して優先権を与えることができる。一般に、
Ｉ／Ｏ要求の処理は、それぞれの段階間に種々の遅延が
ある複数の段階において発生する。例えば、図２の要求
プロセッサ７６は、１つの要求を処理するために１つま
たは複数のディスク５２からデータを読出す必要がある
かもしれない。しかしながら、ディスク５２から実際に
データを読出す際の遅延により、要求プロセッサ７６が
該ディスクからデータが取得されるのを単に待っている
期間がしばしばある。この期間中、さらなる要求が要求
ディスパッチャ７２から受け取られて、先行する要求に
割り込みをかけることができ、その結果要求プロセッサ
７６は、その新たな要求の処理を開始（および処理を完
了する可能性もある）ことができる。

【００５８】図６は、Ｉ／Ｏ要求の割り込みの一例を示
すフローチャートである。図６は、例示的な要求として
書込み要求を示しているが、他のタイプのＩ／Ｏ要求に
対しても同様の段階が発生する。

【００５９】最初に、ホスト書込み要求が受け取られる
（ブロック１４２）。このホスト書込み要求に基づい
て、読出しコマンドが図２のディスク５２のうちの１つ
または複数に対して発行される（ブロック１４４）。あ
る期間の後、要求したデータがディスクから受け取られ
る（ブロック１４６）。その後、パリティ演算のような
種々の演算が実行される（ブロック１４８）。かかる演
算が実行される方法は、要求に関連するＲＡＩＤレベル
によって変わりうる。かかる演算が完了すると、ホスト
書込み要求に対応するデータを伴う書込みコマンドが、
ディスク５２のうちの１つまたは複数に対して発行され
る。

【００６０】一方、図６の例では、読出しデータがディ
スク５２から受取られている間に（ブロック１４６）、
再構築の読出し要求が受け取られている（ブロック１５
２）。要求プロセッサ７６は、データが受け取られた後
（ブロック１４６）、再構築読出し要求を優先してホス
ト書込み要求に割り込みをかけ、再構築読出し要求をデ
ィスク５２のうちの１つまたは複数に対して発行する
（ブロック１５４）。ある期間の後、要求したデータが
ディスクから受取られ（ブロック１５６）、該データが
要求側に返される。要求側が再構築読出し要求の処理を
完了すると、割り込まれたホスト書込み要求は再開する
ことができ、要求プロセッサ７６は、必要な演算を実行
し（ブロック１４８）、ディスクに対して書込みコマン
ドを発行する（ブロック１５０）。

【００６１】代替的に、ホスト書込み要求に対して完全
に割り込みをかけるのではなく、ホスト書込み要求また
は再構築読出し要求のどちらかを処理することができる
状況の場合に、再構築読出し要求が単に優先されるよう
にしてもよい。例えば、ディスクに対して再構築読出し
要求についての読出しコマンドが発行された後（ブロッ
ク１５４）、要求プロセッサ７６は、再構築読出し要求
について該要求されたデータをディスクから受け取るの
を待っている間に、種々のパリティ演算を実行すること
ができ（ブロック１４８）、それによって、要求プロセ
ッサ７６がアイドル状態である時間を低減することがで
きる。

【００６２】要求プロセッサ７６は、オプションとし
て、割り込まれたホストＩ／Ｏ要求が再構築Ｉ／Ｏ要求
と同じアドレスおよび／またはディスクの場所を変更す
るかどうかをチェックしてもよく、データの整合性を保
証するために、ホストＩ／Ｏ要求が再構築Ｉ／Ｏ要求の
前に処理を終了することができるよにしてもよい。

【００６３】上記説明は、ホストＩ／Ｏ要求および再構
築Ｉ／Ｏ要求が共にＲＡＩＤ管理システムによって待ち
行列に入れられるように述べている。代替の実施形態で
は、かかる待ち行列処理は不要である。例として、ホス
トコンピュータまたは再構築コントローラが、Ｉ／Ｏ要
求を有したときに信号またはメッセージをＲＡＩＤ管理
システムに送信し、その後、ＲＡＩＤ管理システムから
受入れまたは肯定応答信号あるいは何らかのメッセージ
を受け取ったときに、処理のためのＩ／Ｏ要求を送信し
てもよい。

【００６４】このように、Ｉ／Ｏ要求に優先権を与える
ことにより再構築中にホストＩ／Ｏパフォーマンスおよ
び記憶アレイの可用性を向上させることについて説明し
た。再構築Ｉ／Ｏ要求には、記憶アレイが永久的にデー
タを失いつつある場合にのみ、ホストＩ／Ｏ要求に対す
る優先権が与えられるのが有利である。それ以外の場合
は、データ喪失の機会を増大させることなく、ホストＩ
／Ｏ要求に応答して記憶アレイのパフォーマンスを向上
させるために、ホストＩ／Ｏ要求に、再構築Ｉ／Ｏ要求
に対する優先権を与える。

【００６５】上記説明では、構成の特徴および／または
方法の動作に特有の言語を用いたが、特許請求の範囲で
定義されている発明は、説明された特定の特徴または動
作に限定されるものではない、ということは理解される
べきである。この特定の特徴および動作は、本発明を実
現する例示的な形態として開示されている。

【００６６】本発明は、以下の実施態様を含む。

【００６７】（１）記憶アレイ（２４）が永久的にデー
タを失いつつあることを識別するステップ（９６）と、
前記記憶アレイ（２４）が永久的にデータを失いつつあ
ると識別したことに応答して、該記憶アレイの少なくと
も一部を再構築する入出力（Ｉ／Ｏ）要求に、ホストＩ
／Ｏ要求に対する優先権を与えるステップ（９８）と、
を含む方法。

【００６８】（２）前記識別するステップ（９６）は、
前記記憶アレイ（２４）における複数の記憶装置（５
０）のうちの１つのさらなる記憶装置（５２）の故障
が、該記憶アレイ（２４）において永久的なデータ喪失
の結果となる場合に、該記憶アレイ（２４）が永久的に
データを失いつつあると識別するステップを含む上記
（１）に記載の方法。

【００６９】（３）前記記憶アレイ（２４）がＲＡＩＤ
システムである上記（１）に記載の方法。

【００７０】（４）前記ＲＡＩＤシステムは複数のＲＡ
ＩＤレベルを含み、前記識別するステップは、前記複数
のＲＡＩＤレベルのうちの少なくとも１つが永久的にデ
ータを失いつつある時を識別するステップ（９６）を含
み、永久的にデータを喪失しつつある前記少なくとも１
つのＲＡＩＤレベルについてのみ、再構築Ｉ／Ｏ要求
に、ホストＩ／Ｏ要求に対する優先権を与えるステップ
（９８）をさらに含む上記（３）に記載の方法。

【００７１】（５）前記記憶アレイが永久的にデータを
失いつつある状態でない場合、ホストＩ／Ｏ要求に、再
構築Ｉ／Ｏ要求に対する優先権を与えるステップ（９
２）をさらに含む上記（１）に記載の方法。

【００７２】（６）前記記憶アレイの少なくとも一部を
再構築するＩ／Ｏ要求に、ホストのＩ／Ｏ要求に対する
優先権を与える前記ステップ（９８）は、前記アレイの
少なくとも一部を再構築するＩ／Ｏ要求とホストのＩ／
Ｏ要求とを共に、受け取られた順序で待ち行列（６６）
に配置するステップ（１１２）と、前記再構築のための
Ｉ／Ｏ要求と前記ホストのＩ／Ｏ要求とを先入れ先出し
（ＦＩＦＯ）方式で前記待ち行列から処理するステップ
と、を含む上記（１）に記載の方法。

【００７３】（７）前記記憶アレイの少なくとも一部を
再構築するＩ／Ｏ要求に、ホストのＩ／Ｏ要求に対する
優先権を与える前記ステップ（９８）は、前記記憶アレ
イおよび対応するコントローラにおける複数のリソース
の間で、前記ホストのＩ／Ｏ要求よりも前記再構築する
Ｉ／Ｏ要求に、より多くのリソースの使用を割当てるス
テップ（１３４，１３６）を含む上記（１）に記載の方
法。

【００７４】（８）前記記憶アレイ（２４）および対応
するコントローラ（５４ａ，５４ｂ）は複数のリソース
を有し、前記記憶アレイ（２４）の少なくとも一部を再
構築するＩ／Ｏ要求に、ホストＩ／Ｏ要求に対する優先
権を与える前記ステップ（９８）は、ホストのＩ／Ｏに
よるリソースの使用を閾値量を超えないように制限する
ステップ（１３４，１３６）を含む上記（１）に記載の
方法。

【００７５】（９）前記閾値量（１３４）はユーザが構
成可能である上記（８）に記載の方法。

【００７６】（１０）前記記憶アレイの少なくとも一部
を再構築するＩ／Ｏ要求に、ホストＩ／Ｏ要求に対する
優先権を与える前記ステップ（９８）は、再構築Ｉ／Ｏ
要求を優先して、ホストＩ／Ｏ要求に割り込みをかける
ステップ（１４６，１４８，１５２）を含む上記（１）
に記載の方法。

【００７７】（１１）コンピュータの１つまたは複数の
プロセッサによって実行される場合に、該１つまたは複
数のプロセッサに動作を実行させるコンピュータプログ
ラムを格納した１つまたは複数のコンピュータ読取り可
能媒体であって、記憶アレイ（２４）が永久的にデータ
を失いつつあることを識別するステップ（９６）と、前
記記憶アレイ（２４）が永久的にデータを失いつつある
ことを識別したことに応答して、該記憶アレイの少なく
とも一部を再構築する入出力（Ｉ／Ｏ）要求に、ホスト
Ｉ／Ｏ要求に対する優先権を与えるステップ（９８）
と、を実行させるためのプログラムを格納した、１つま
たは複数のコンピュータ読取り可能媒体。

【００７８】（１２）前記識別するステップ（９６）
は、前記記憶アレイ（２４）における複数の記憶装置
（５０）のうちの１つのさらなる記憶装置（５２）の故
障が、該記憶アレイ（２４）において永久的なデータ喪
失の結果となる場合に、該記憶アレイ（２４）が永久的
にデータを失いつつあると識別するステップを含む、上
記（１１）に記載の１つまたは複数のコンピュータ読取
り可能媒体。

【００７９】（１３）前記記憶アレイの少なくとも一部
を再構築するＩ／Ｏ要求に、ホストＩ／Ｏ要求に対する
優先権を与える前記ステップ（９８）は、前記記憶アレ
イおよび対応するコントローラにおける複数のリソース
の間で、ホストＩ／Ｏ要求よりも再構築Ｉ／Ｏ要求によ
り多くのリソース使用を割当てるステップ（１３４，１
３６）を含む上記（１１）に記載の１つまたは複数のコ
ンピュータ読取り可能媒体。

【００８０】（１４）前記記憶アレイ（２４）および対
応するコントローラ（５４ａ，５４ｂ）は複数のリソー
スを有し、前記記憶アレイ（２４）の少なくとも一部を
再構築するＩ／Ｏ要求に、ホストＩ／Ｏ要求に対する優
先権を与える前記ステップ（９８）は、ホストＩ／Ｏに
よるリソースの使用を閾値量を超えないように制限する
ステップ（１３４，１３６）を含む、上記（１１）に記
載の１つまたは複数のコンピュータ読取り可能媒体。

【００８１】（１５）記憶アレイ（２４）に対するホス
トの入出力（Ｉ／Ｏ）要求または再構築のＩ／Ｏ要求の
どちらが優先権を有するべきかを判断する優先順位識別
部（７０）と、前記優先順位識別部（７０）に通信可能
なように連結されており、前記ホストＩ／Ｏ要求または
再構築Ｉ／Ｏ要求のどちらが優先権を有するべきかに少
なくとも部分的に基づいて、実行のためのホストＩ／Ｏ
要求および再構築Ｉ／Ｏ要求を選択する要求ディスパッ
チャ（７２）と、を備える装置。

【００８２】（１６）前記記憶アレイ（２４）がＲＡＩ
Ｄシステムを備えている上記（１５）に記載の装置。

【００８３】（１７）前記ＲＡＩＤシステムは複数のＲ
ＡＩＤレベルを有しており、前記複数のＲＡＩＤレベル
のそれぞれに関連付けられた優先順位識別部（７０）
と、前記複数のＲＡＩＤレベルのそれぞれに関連付けら
れた要求ディスパッチャ（７２）と、をさらに備える上
記（１６）に記載の装置。

【００８４】（１８）前記要求ディスパッチャ（７２）
による実行のための選択を待つために、前記再構築Ｉ／
Ｏ要求および前記ホストＩ／Ｏ要求が配置される要求待
ち行列構造（６６）をさらに備える上記（１５）に記載
の装置。

【００８５】（１９）前記要求ディスパッチャ（７２）
は、前記要求がホストＩ／Ｏ要求か再構築Ｉ／Ｏ要求か
に関わらず、前記待ち行列構造（６６）の最上位から要
求を選択するよう構成されている上記（１８）に記載の
装置。

【００８６】（２０）前記要求待ち行列構造（６６）に
通信可能なように連結され、ホストＩ／Ｏ要求が優先権
を有するべきである場合にのみホストＩ／Ｏ要求が再構
築要求よりも上位にあるように、前記待ち行列構造（６
６）における要求を順位付けするよう構成された待ち行
列コントローラ（６８）をさらに備える上記（１８）に
記載の装置。

【００８７】（２１）前記要求待ち行列構造（６６）
は、複数の待ち行列を含む上記（１８）に記載の装置。

【００８８】（２２）複数のリソース（６０，５４ａ，
５４ｂ，６２ａ，６２ｂ，５８）をさらに備えており、
前記要求ディスパッチャ（７２）は、再構築Ｉ／Ｏ要求
が優先権を有するべきである場合に、前記複数のリソー
ス（６０，５４ａ，５４ｂ，６２ａ，６２ｂ，５８）の
少なくとも１つの前記ホストＩ／Ｏ要求による使用を制
限する上記（１５）に記載の装置。

【００８９】（２３）前記優先順位識別部（７０）は、
前記記憶アレイ（２４）における複数の記憶装置（５
０）のうちの１つのさらなる記憶装置（５２）の故障が
該記憶アレイ（２４）におけるデータ喪失の結果となる
場合に、再構築Ｉ／Ｏ要求が優先権を有するべきである
と判断する、上記（１５）に記載の装置。

【００９０】（２４）前記要求ディスパッチャ（７２）
と通信可能なように連結され、Ｉ／Ｏ要求を処理し、再
構築Ｉ／Ｏ要求を優先してホストＩ／Ｏ要求に割り込み
をかける要求プロセッサ（７６）をさらに備える、上記
（１５）に記載の装置。

【００９１】

【発明の効果】再構築中のホストのＩ／Ｏパフォーマン
スおよび記憶アレイの可用性を向上させることができ
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】データ記憶システムに接続されているホストコ
ンピュータを有する例示的なコンピュータシステムを示
すブロック図。

【図２】例示的なホストコンピュータおよび例示的なデ
ータ記憶システムをより詳細に示すブロック図。

【図３】ホストＩ／Ｏ要求および再構築Ｉ／Ｏ要求を管
理する例示的なプロセスを示すフローチャート。

【図４】ホストＩ／Ｏ要求または再構築Ｉ／Ｏ要求のど
ちらが優先権を有するかに基づき要求待ち行列を管理す
る例示的なプロセスを示すフローチャート。

【図５】ホストＩ／Ｏ要求または再構築Ｉ／Ｏ要求のど
ちらが優先権を有するかに基づき要求待ち行列を管理す
る代替的なプロセスを示すフローチャート。

【図６】Ｉ／Ｏ要求の割り込みの例を示すフローチャー
ト。

【符号の説明】

２４…データ記憶システム５０…ディスクアレイ５２…ディスク５４ａ，５４ｂ…ディスクアレイコントローラ５８…インターフェースバス６２ａ，６２ｂ…ミラーリングされたメモリ６６…要求待ち行列

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者ロジャー・ディー・ダニエルズアメリカ合衆国83709アイダホ州ボイジー、ウィチトー・ドライブ 8568 (72)発明者モハメド・ベルハジアメリカ合衆国83616アイダホ州イーグル、ノース・マンスフィールド・ウェイ 1782

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】記憶アレイが永久的にデータを失いつつあ
ることを識別するステップと、前記記憶アレイが永久的にデータを失いつつあることが
識別されことに応答して、該記憶アレイの少なくとも一
部を再構築する入出力（Ｉ／Ｏ）要求に、ホストのＩ／
Ｏ要求に対する優先権を与えるステップと、を含む、Ｉ／Ｏ要求に優先順位を与える方法。