JP2001519563A - ディスクドライブアレイおよびデータ格納方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 データ記憶装置用ハイブリッドデータ再構成システム（６００）および方法（６３０／６６０）。重要データ（６１４）がより冗長性の高い方式（６１８）に従って格納されるように、２つ以上の冗長方式（６１８／６２０）の中の１つの冗長方式に従ってデータ（６１４／６１６）が選択的に格納される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】 （発明の分野） 本発明はデータ記憶装置に関する。特に、本発明はディスクドライブ、テープ
ドライブ、もしくは光ドライブ等のデータ記憶装置のデータ再構成に関する。

【０００２】 （発明の背景） 電子計算機の産業において、２つの従来のコンピュータモデルがよく知られて
いる。第１はメインフレーム計算モデルであり第２はクラスター計算モデルであ
る。

【０００３】 メインフレーム計算モデルのエンドユーザに対する従来の進展方法は初期シス
テムを購入し、付加処理能力が必要となる時に初期システムをより大きいシステ
ムと置換することである。このサイクルのさまざまな点において、癒しがたい不
連続性が生じる。例えば、初期システムのアーキテクチュアよりも大きくなると
、第２のグレードアップメインフレームシステムを購入する時に、ユーザは１つ
のオペレーティングシステムからもう１つのオペレーティングシステムへ、さら
には１つのベンダーの所有権アーキテクチュアからもう１つのベンダーのそれへ
と変換を要することがある。これらの変更はグレードアップシステムを購入する
機関にとって金銭的にも従業員の時間にとっても莫大なコストを伴う。したがっ
て、多くの場合、このような変換は回避される。

【０００４】 さらに、メインフレームモデルはコンピュータ装置の残存価値が低い。したが
って、システムを置換した結果初期システムをグレードアップシステムと置換す
る時に投資資本は実質的に完全に消失してしまう。さらに、大型グレードアップ
システムは小型システムよりも少量で販売される傾向がある。したがって、典型
的に新たなシステムグレードアップのたびに前のシステムよりも計算コストが高
くなる。

【０００５】 クラスター計算モデルでは、メインフレームコンピュータはより小型の標準ベ
ースサーバのクラスタにより置換される。それによりメインフレームモデルに優
る多くの利点が提供される。クラスタは単なる単一システムとして開始できるた
め、クラスタモデルへ入る閾値は低い。さらに、このような小型システムは典型
的に大量販売されるため、計算コストは低くなる。また、このようなシステムは
所有権アーキテクチュアに依存しない点において標準ベースである。それにより
多数のソースから装置を利用することができユーザは後の購入のたびに最善の代
替策を選択することができる。

【０００６】 さらに、他の利点がクラスター計算モデルにより提供される。現在およびすぐ
近い将来のニーズを満たすのに必要な量の付加資源を加えるだけでグレードアッ
プコストをより精密に管理することができる。さらに、ユーザは新しいアーキテ
クチュアへの移行や変換に無関係に広範なベンダーから選択することができる。
同様に、正しいアーキテクチュアによりもう１つのオペレーティングシステムへ
変換する必要は全くない。

【０００７】 それでも、クラスター計算モデルには欠点および問題点がある。例えば、単一
メインフレームが実施できるワークロードをクラスタが引き受けられるようにデ
ータを共有する能力をクラスタシステムに与えようとするとクラスター計算モデ
ルは困難に遭遇する。例えば、クラスタ内の各サーバが同じデータに対するトラ
ンザクションを処理する必要があるクラスタモデルを実現するのは現在非常に困
難である。このような応用のいくつかの例として航空機予約システムや金融機関
の完全な取引明細が含まれる。

【０００８】 クラスター計算モデルの第２の欠点はメインフレーム環境内に存在する記憶装
置およびデータの管理において広範囲にわたる経験不足に関係している。このよ
うな経験から管理ソフトウェアが展開されているが標準ベースクラスタ環境では
まだ利用できない。

【０００９】 従来のディスクドライブはオペレーティングシステム情報の損失に関連する欠
点も含んでいる。例えば、従来のディスクドライブはデータの数百万のセクター
を含んでいる。任意数の異なる理由から、１つ以上のセクターが読出し不能すな
わち改変してしまうことがある。読出し不能となるセクターがオペレーティング
システムにより特殊目的に対して使用されるものであれば、ディスクドライブの
残り全体を読み出しできる場合であっても、ディスクドライブ内の全体ディスク
スペースが読出し不能となってしまうことがある。例えば、パーソナルコンピュ
ータ環境では、マスターブートレコード、パーティションブートレコード、ファ
イル属性テーブル（ＦＡＴ）もしくはルートディレクトリが読出し不能すなわち
改変してしまうことがある。それによりディスクドライブの全体内容を本質的に
消失してしまうことがある。従来のオペレーティングシステムにはこのような重
要なファイルシステム管理データの消失に直面して読出し可能な全データを回復
する能力はない。それはユーザに対する途方もない損失を表わし、消失するデー
タはオペレーティングシステム関連であるため特に不利であり、読出しできない
ディスクドライブ上に格納された実際のデータを処置することはほとんどもしく
は全くできない。

【００１０】 今日、このような状況にあるデータを回復するためのいかなるサービスも典型
的に非常に厄介である。このようなサービスは一般的にディスクドライブをその
動作環境から物理的に動かしてこのようなデータの回復サービスに従事する会社
やサービスプロバイダへ送らなければならない。このサービスには成功の保証は
なく、この目的のためにディスクドライブを手放すことに伴うプライバシーの侵
害に対する保護もない。

【００１１】 本発明はこれらのおよびその他の問題に取り組むものであり、従来技術に優る
利点を提供する。

【００１２】 本発明はこれらのおよびその他の問題に取り組むものであり、従来技術に優る
利点を提供する。

【００１３】 （発明の概要） 本発明はデータ記憶装置用ハイブリッドデータ再構成システムおよび方法に向
けられている。重要データがより高い冗長性を有する方式に従って格納されるよ
うに２つ以上の冗長方式の中の１つに従ってデータが選択的に格納される。

【００１４】 図１は本発明の１つの特徴に従ったデータ記憶システム１００のブロック図で
ある。システム１００はオブジェクト指向データ記憶装置１１０，１１２、ファ
イルサーバ１１４、リクエスタ１１６，１１８，１２０、およびインターコネク
ト１２２を含む。システム１００は多くの異なるベンダーからの装置およびソフ
トウェアにより構成することができ、ユーザにとっては単一の大型コンピュータ
システムに見えるネットワーク付属記憶装置構成を例示している。

【００１５】 オブジェクト指向記憶装置１１０−１１２はシステム１００のデータ記憶機能
を実施する記憶要素である。記憶装置１１０−１１２は好ましくはディスクドラ
イブ、低廉なディスクの冗長アレイ（ＲＡＩＤ）サブシステム、テープドライブ
、テープライブラリ、光ドライブ、ジュークボックスもしくは任意他の共有でき
る記憶装置を含んでいる。記憶装置１１０，１１２にはそこへアクセスするリク
エスタ１１６，１１８および１２０への入出力（Ｉ／Ｏ）チャネルアタッチメン
トも設けられている。

【００１６】 リクエスタ１１６，１１８および１２０は装置１１０および１１２に格納され
た情報を共有するサーバやクライアント等の要素である。リクエスタ１１６−１
２０は好ましくは記憶装置１１０，１１２上の情報に直接アクセスするようにも
構成される。

【００１７】 ファイルサーバ１１４は要求確認や資源配置等の管理およびセキュリティ機能
を実施する。より小さいシステムでは、好ましくは専用ファイルサーバは使用さ
れない。替わりに、１つのリクエスタ１１６−１２０がファイルサーバ１１４に
より実施されるシステム１００の操作を監督する機能および責任を引き受ける。
さらに、ファイルサーバ１１４から提供されるセキュリティおよび機能を必要と
しないかもしくは所望しない場合、あるいは性能をオーバライドする必要性によ
りリクエスタ１１６−１２０のクラスタが記憶装置１１０，１１２と直接話す必
要がある場合には、ファイルサーバ１１４はシステム１００から省かれる。

【００１８】 一実施例では、インターコネクト１２２はネットワーク付属記憶システム１０
０内の全要素がそれを介して互いに通信する物理的インフラストラクチュアであ
る。

【００１９】 動作に関して、システム１００がパワーアップすると、全装置が好ましくは互
いにもしくは、ファイルサーバ１１４やインターコネクト１２２等の、基準共通
点に対してそれら自体を識別する。例えば、ファイバーチャネルベースシステム
１００では、オブジェクト指向記憶装置１１０，１１２およびリクエスタ１１６
−１２０はシステムのファブリックにログオンする。このようなインプリメンテ
ーションでは、操作構成を決定したいシステム１００の任意の要素がファブリッ
クサービスを使用して他の全ての要素を識別することができる。ファイルサーバ
１１４からリクエスタ１１６−１２０はそれによりアクセスを有することができ
る記憶装置１１０，１１２の存在を知る。同様に、記憶装置１１０，１１２はシ
ステム１００内の他の装置を突きとめるのに必要な情報の場所および、バックア
ップ等の、管理サービスを呼び出すのに使用しなければならないアドレスを知る
。同様に、一実施例では、ファイルサーバ１１４はファブリックサービスから記
憶装置１１０，１１２の存在を知る。

【００２０】 特定のシステム１００のセキュリティ活動に応じて、リクエスタ１１６−１２
０もしくはそのいずれかがシステム１００のある要素へのアクセスを拒絶するこ
とができる。各リクエスタに利用できる記憶装置１１０，１１２のセットから、
そのリクエスタは次にファイル、データベース、およびそこに利用できるフリー
スペースを識別することができる。

【００２１】 同時に、システム１００内の各要素は好ましくはそれに関連する任意の特別な
考慮すべき事柄をファイルサーバ１１４に対して識別する。例えば、任意の記憶
装置レベルサービス属性を一度ファイルサーバ１１４に知らせ、次にシステム１
００内の他の全ての要素がこれらの属性をファイルサーバ１１４から知ることが
できる。例えば、特定のリクエスタ１１６−１２０は始動に続いて付加記憶装置
の導入を知らせて欲しいことがある。このような属性は、例えば、リクエスタが
ファイルサーバ１１４にログオンする場合に与えることができる。次にファイル
サーバ１１４はシステム１００に新しい記憶装置が付加される時は常にその特定
のリクエスタ１１６−１２０に自動的にアドバイスする。典型的には、次にファ
イルサーバ１１４は記憶装置がＲＡＩＤ５であるか、鏡映されているかといった
他の重要な特性もリクエスタに通す。

【００２２】 本発明の１つの特徴に従って、記憶装置１１０，１１２上に格納される情報は
図２に示すシステムにより格納される。各記憶装置１１０，１１２は好ましくは
データがセクターの順序付けられたシーケンスとしてではなくオブジェクト１２
４−１２６として構成されアクセスされるモードで動作するオブジェクト指向装
置である。オブジェクト指向装置１１０，１１２は、実施例では、特定装置の各
パーティションに対するオブジェクトの単一レベルリストを含んでいるオブジェ
クトファイルシステムによりオブジェクト１２４−１２６を管理する。それはフ
ラットファイルシステムとも呼ばれる。各装置１１０，１１２内の記憶媒体上に
格納されるオブジェクト１２４−１２６は好ましくはオブジェクト指向装置モー
ドで動作する装置１１０，１１２上の容量割付けの最小可視単位である。このよ
うな記憶装置上のオブジェクトは一意的識別子に関連するセクターの順序付けら
れたセットを含んでいる。データは識別子およびオブジェクト内へのオフセット
により参照される。オブジェクトは記憶装置１１０もしくは１１２自体により記
憶媒体上に割り付けられ配置されるが、オペレーティングシステムは従来技術の
アーキテクチュアと同様に、データのセクターを管理するのではなく、そのファ
イルおよびこれらのオブジェクト構成子（ｃｏｎｓｔｒｕｃｔ）内のメタデータ
を管理する。

【００２３】 オブジェクト１２４−１２６はインターフェイス１２８によりアクセスされ、
オブジェクト１２４−１２６内の属性およびデータにアクセスして操作するため
にリクエスタ１１６−１２０により呼び出すことができる複数のメソッドを呈示
する。したがって、図２に示すように、リクエスタ１１６−１２０から要求１３
０が出される。好ましい実施例では、リクエスタ１１６−１２０はコンピュータ
システムもしくはオブジェクト１２４−１２６を含む記憶装置上でアクション要
求１３０を提出するシステムのクラスタもしくはネットワーク内のエレメントで
ある。したがって、リクエスタ１１６−１２０はクライアントおよびサーバの両
方とすることができる。後述するするように、いずれの場合にも、リクエスタ１
１６−１２０の１つから発せられる要求１３０はインターフェイス１２８内で１
つのメソッドを呼び出し、それにより１つ以上のオブジェクト１２４−１２６が
操作される。

【００２４】 図３−１および図３−２は記憶装置１１０，１１２上に格納されたオブジェク
トにアクセスするのに使用できる２つの異なる構成のブロック図である。簡単に
するために、図３−１および図３−２には単一のリクエスタ１１６および単一の
オブジェクト指向記憶装置１１０しか図示されていない。オブジェクト（オブジ
ェクト１２４−１２６等）を開きたい場合にリクエスタ１１６は記憶装置１１０
に直接アクセスすることができ、あるいは記憶装置１１０上のオブジェクトにア
クセスするためにファイルサーバ１１４および位置情報からの許可要求を必要と
することがある。ファイルサーバ１１４が記憶装置１１０へのアクセスを制御す
る程度は主としてシステム１００の特定のインプリメンテーションのセキュリテ
ィ要求の関数である。

【００２５】 図３−１に示すブロック図では、システム１００は安全であると仮定される。
すなわち、リクエスタ１１６と記憶装置１１０間のコマンド情報およびデータの
伝送を保護する要求がない。このようなインプリメンテーションでは、管理機能
のためのファイルサーバ１１４がやはり存在することもあるが、ファイルサーバ
１１４はリクエスタの記憶装置１１０とのインタラクションを監督する必要がな
い。

【００２６】 このようなインプリメンテーションでは、リクエスタ１１６は記憶装置１１０
にアクセスしてその上に直接オブジェクトを生成する位置にある。したがって、
リクエスタ１１６は本来リクエスタ１１６に付属しているかのようにオブジェク
トを開き、読み出し、書き込み、閉じることができる。このような操作について
は後述する。しかしながら、判りやすくするために、この点について簡単な概要
を述べる。記憶装置１１０上のオブジェクトを読み出すために、好ましくはリク
エスタ１１６は記憶装置１１０上に論理的ボリュームすなわちパーティションを
示す１つ以上のオブジェクトから最初に読み出し、その上に格納されたオブジェ
クトの探索をどのように開始するかを読み出すことができる。次にリクエスタ１
１６はルートディレクトリとすることができるオブジェクトを開いて読み出すこ
とができる。このオブジェクトから他のオブジェクトを突き止めることは回りく
どくはなく、ルートディレクトリの内容に基づいている。リクエスタ１１６は所
望のデータが突き止められるまでプロセスを繰り返す。データはオブジェクト識
別（オブジェクトＩＤ）およびオブジェクト内の偏位により参照される。

【００２７】 図３−２に示す第２のインプリメンテーションでは、セキュリティが必要とさ
れる。したがって、ファイルサーバ１１４は所望の保護レベルに必要なだけリク
エスタ１１６および記憶装置１１０間のＩ／Ｏチェーン内に入れられる。一実施
例では、リクエスタ１１６は最初に１セットのＩ／Ｏ操作を実施するためのファ
イルサーバ１１４からの許可を要求しなければならない。ファイルサーバ１１４
、（付加セキュリティのためのリクエスタ１１６からの記憶場所情報を与えてい
ないことがある）、は次にリクエスタ１１６が直接記憶装置１１０と通信するの
に十分な情報を戻すことによりリクエスタ１１６からの要求を許可する。記憶装
置１１０は好ましくはファイルサーバ１１４にログオンする時はセキュリティパ
ラメータを知らされるため、記憶装置１１０は適正に構成されかつファイルサー
バ１１４からの有効な許可を含む符号化されたデータを含んでいない限りＩ／Ｏ
要求を許可しない。

【００２８】 次に、プロセスは図３−１について説明したのと同様に進行する。しかしなが
ら、各コマンドに関連するペイロードは極めて異なることがある。例えば、セキ
ュリティが必要な場合には（図３−２に示す）リクエスタ１１６および記憶装置
１１０間を通過するコマンドとデータの両方を暗号化することができる。さらに
、好ましくはリクエスタ１１６から記憶装置１１０へ与えられるコマンドパラメ
ータに許可情報を付加しなければならない。

【００２９】 一実施例では、記憶装置１１０，１１２はハードディスクドライブを含むため
、ディスクドライブについて簡単に検討する。図４は記憶装置１１０として実現
することができるハードディスクドライブの斜視図である。ディスクドライブ１
１０では、複数のディスク１３２がハウジング１３６内でスピンドルモータアセ
ンブリ１３４周りに軸着されている。各ディスク１３２は１３８に略示する多数
の同心円形記録トラックを有する。各トラック１３８は複数のパーティションに
再分割されている（図６について後述する）。トラック１３８内の特定のパーテ
ィションを参照することによりディスク１３２に対してデータを格納したり検索
することができる。好ましくはハウジング１３６の１コーナーにアクチュエータ
アームアセンブリ１４０が回転可能に搭載される。アクチュエータアームアセン
ブリ１４０は、各々がリード／ライトヘッドを運ぶ複数のヘッドジンバルアセン
ブリ１４２、もしくはディスク１３２上に情報を読み書きするトランスジューサ
（図示せず）を備えている。

【００３０】 ボイスコイルモータ１４４がアクチュエータアームアセンブリ１４０を前後に
精密に回転させてスライダ１４２上のトランスジューサが一般的に矢符１４６で
示す円弧に沿ってディスク１３２表面を横切するようにされている。図４には既
知の方法でディスクドライブ１１０のある操作を制御するのに使用されるディス
クドライブコントローラ１４８もブロック図形式で示されている。しかしながら
、本発明に従って、ディスクドライブコントローラ１４８はディスク１３２上に
格納されたオブジェクト１２４−１２６へのインターフェイス１２８を実現する
のにも使用される。

【００３１】 図５は図１に示すシステム１００内にはめ込まれる時のディスクドライブ１１
０の一部のブロック図である。図５において、ディスクドライブコントローラ１
４８はインターフェイス１２８を実現する制御要素１５０を含んでいる。オブジ
ェクト１２４−１２６はディスク１３２を構成する記憶媒体上に格納される。要
求要素１５２がリクエスタ１１６−１２０上に実現され、インターフェイス１２
８内でメソッドを読み出す要求を論理的に公式化するように形成される。メソッ
ドが呼び出されると、制御要素１５０は識別したオブジェクトを所望の方法で操
作するためにあるタスクを実施する。制御要素１５０はイベントを戻し、それは
任意の識別したオブジェクトに関連するデータもしくは属性を含むことができる
。また、イベントはリクエスタ１１６−１２０により呼び出される特定のメソッ
ドに基づいて戻される。

【００３２】 オブジェクト指向装置１１０−１１２がブロック指向装置を有するオペレーテ
ィングシステムから渡されるのと同じ機能性を与えるようにするために、装置１
１０−１１２上の記憶スペースは同程度まで管理できなければならない。したが
って、一実施例では、記憶装置１１０，１１２上の構成層はその上に格納された
オブジェクト１２４−１２６の上に設けられる。好ましい実施例では、オブジェ
クト指向記憶装置１１０，１１２がパーティションと呼ばれる１つ以上の互いに
排他的領域へディスクスペースを割り付ける。パーティションについては図６に
関して後述する。パーティション内で、リクエスタ１１６−１２０はオブジェク
トを生成することができる。一実施例では、パーティション内の構造は単純で平
坦な構成である。この構成の上に、任意のオペレーティングシステムがそれ自体
の構造をマップすることができる。

【００３３】 図６はディスク１３２等の記憶媒体上の記憶スペースの一部を示す。記憶スペ
ースはデバイス制御オブジェクト１５４等のいくつかのオブジェクト、装置連関
（ａｓｓｏｃｉａｔｉｏｎ）オブジェクト１５６、およびパーティション０（番
号１５８で示す）、パーティション１（番号１６０で示す）およびパーティショ
ンＮ（番号１６２で示す）で示す複数のパーティションを含んでいる。また、各
パーティションがパーティション制御オブジェクト１６４、パーティション制御
オブジェクト１６６、等のいくつかのオブジェクト、および複数のデータオブジ
ェクト１６８（データオブジェクト０−データオブジェクトＮとして示す）を含
んでいる。

【００３４】 各オブジェクトには属性のセットが関連している。本発明の１つの特徴に従っ
て、属性セットメソッド（後述する）によりセットされて特定のオブジェクトへ
のアクセスが制御される手段を提供するアクセス制御属性が与えられる。アクセ
ス制御属性のバージョン数を変えることにより、あるリクエスタ１１６−１２０
に特定のオブジェクトへのアクセスを与えたり与えなかったりすることができる
。

【００３５】 クラスタオブジェクトは特定のオブジェクトを記憶システム内の他のオブジェ
クトの近くに配置することが望ましいかどうかを示す属性である。クローニング
属性は特定のオブジェクトが記憶システム内の他のオブジェクトをコピーして生
成されたかどうかを示す。サイズ属性のグループが特定のオブジェクトのサイズ
特性を定義する。例えば、サイズ属性のグループはオブジェクト内に書き込まれ
た最大オフセット、オフセットに割り付けられたブロック数、オブジェクト内に
データを格納するのに使用したブロック数およびオブジェクト内のブロック当り
バイト数を示す情報を含んでいる。

【００３６】 時間属性のグループはオブジェクトが生成された時、オブジェクト内のデータ
が最後に修正された時、およびオブジェクト内で属性が最後に修正された時を示
す。好ましくは、オブジェクトはファイルシステム内の任意のデータが最後に修
正される時およびファイルシステム内の任意の属性が最後に修正される時を定義
する属性セットも含んでいる。任意所与のオブジェクトの他のパラメータ、特性
もしくは特徴を示すために他の属性を与えることもできる。

【００３７】 また、各オブジェクトには特定の記憶装置１１０，１１２により選択されコマ
ンドに応答してリクエスタ１１６−１２０へ戻されてオブジェクトを生成するオ
ブジェクト識別子が関連している。識別子は好ましくは指定した長さの符号なし
整数である。好ましい実施例では、識別子の長さは特定の記憶装置１１０，１１
２により指定されるサイズにデフォールトされるか、あるいは装置属性としてセ
ットすることができる。さらに、一実施例では、識別子（ＩＤ）の予め定義され
たサブセットが既知のオブジェクト、特殊用途、および望ましくは実施すること
ができる他の特殊機能のために保存される。

【００３８】 図６は記憶媒体が典型的には常に指定オブジェクトＩＤを有するいくつかの既
知のオブジェクトを含むことを示している。場合によっては、このような既知の
オブジェクトは各装置上もしくは各パーティション内に存在する。

【００３９】 例えば、このような１つの既知のオブジェクトは装置制御オブジェクト１５４
であり、好ましくはそれは各装置１１０−１１２により保守される属性を含み、
装置自体もしくは装置上の全オブジェクトに関連している。属性は後述するＳｅ
ｔ＿Ａｔｔｒｉｂｕｔｅメソッドにより保守される。好ましい実施例では、装置
１１０−１１２当り１つの装置制御オブジェクト１５４がある。

【００４０】 表１は好ましい装置制御オブジェクト（ＤＣＯ）属性の１セットを示す。

【表１】

【００４１】 好ましい実施例では、ＤＣＯ属性は単なる単調カウンタであるクロック、暗合
鍵を含むマスターキー、もしくは装置上の他の全ての鍵を制御する他のマスター
キー、およびパーティションキーを制御しパーティションをロックするのに使用
することができる装置鍵を含んでいる。また、属性は所定の保護レベルを識別し
関連するセキュリティポリシーを有する保護レベル鍵、装置上のパーティション
数を定義するパーティションカウント、およびアクセスされる特定の装置上の全
オブジェクトに関連する性質を定義するオブジェクト属性も含んでいる。

【００４２】 多数の記憶装置１１０−１１２にわたってオブジェクトを適切に管理するため
に、各記憶装置１１０−１１２は好ましくはさまざまな装置１１０−１１２間の
連関を定義する装置連関オブジェクト１５６も含んでいる。例えば、記憶装置１
１０，１１２が装置のミラー対、もしくはアレイセットのメンバーである場合に
は、装置連関オブジェクト１５６はこの関係を識別する。表２に装置連関オブジ
ェクト１５６の好ましい属性を示す。

【表２】

【００４３】 このような属性は好ましくは連関識別子を含み、それは関連する装置の所与の
各セットに対する一意的識別子である。好ましくは、属性は装置間の連関（ａｓ
ｓｏｃｉａｔｉｏｎ）（例えば、ミラー対、ＲＡＩＤ５、等）の種類を定義する
連関タイプも含んでいる。好ましくは、属性はさらに前記した連関のメンバーシ
ップである装置１１０−１１２を識別するだけのメンバーシップリストも含んで
いる。

【００４４】 好ましくは、記憶装置１１０−１１２上の各パーティション１５８，１６０，
１６２は単一パーティションの性質を含むパーティション制御オブジェクト１６
４も含んでいる。好ましくは、オブジェクト１６４はパーティションだけでなく
その中の全オブジェクトに関与する任意のオブジェクト属性も記述する。好まし
くは、各装置１１０−１１２はその上に定義された各パーティションについて１
つのパーティション制御オブジェクト１６４を含んでいる。図６には各パーティ
ション内に格納されたパーティション制御オブジェクトが図示されているが、そ
うする必要はない。パーティション制御オブジェクトはパーティションの上のフ
ラットファイルシステム内に格納することもできる。

【００４５】 表３は好ましくはパーティション制御オブジェクト１６８内に含まれるいくつ
かの属性を示す。

【表３】

【００４６】 好ましくは、このような属性は全体パーティションに対する暗合鍵を定義する
マスターキーを含み、現在有効な鍵をセットするのに使用することができる。好
ましくは、属性はコマンドおよびデータメッセージの暗号化および復号に使用さ
れる現在有効鍵および前の有効鍵も含んでいる。好ましくは、パーティション制
御オブジェクト１６４は指示したパーティション内の全オブジェクトに関連づけ
られるオブジェクト属性も含んでいる。

【００４７】 図６は記憶媒体上にパーティションが生成される時に制御要素１５０により形
成されるオブジェクトであるパーティションオブジェクトリスト１６６を好まし
くは各パーティションが含んでいることも示している。好ましくは、パーティシ
ョンオブジェクトリスト１６６は各パーティション内に同じ識別子を有し、記憶
媒体上に実現されたオブジェクトファイルシステムをナビゲートするための出発
点を構成する。表４は好ましくは各パーティションオブジェクトリストに関連づ
けられる属性のリストを示す。

【表４】

【００４８】 表４に示すように、好ましくはオブジェクトはパーティション内に常駐する全
オブジェクトに対するオブジェクト識別子（すなわち、オブジェクトＩＤ）、お
よび各オブジェクトに割り付けられるユーザスペースのボリュームを含んでいる
。オブジェクト識別子はオブジェクトを開き、読み出し、書き込みかつ閉じるた
めにリクエスタにより使用される。さらに、好ましくはユーザはパーティション
オブジェクトリスト内にユーザデータ属性をセットすることにより各オブジェク
トＩＤに対するユーザスペースを割り付けることができる。パーティションオブ
ジェクトリスト１６６の後に、各パーティションは好ましくは複数のデータオブ
ジェクト１６８を含んでいる。好ましくは、各データオブジェクト１６８は表１
に示す１つ以上の属性セットを含み、データ記憶システムの特定のインプリメン
テーションに応じて付加属性を含むことができる。

【００４９】 好ましくは、オブジェクト指向記憶装置１１０−１１２はリクエスタ１１６−
１２０に対してデータを与え、もしくは格納する要求をサポートする。さらに、
記憶装置１１０−１１２は従来技術のアーキテクチュアでは他の要素、恐らくは
オペレーティングシステム、においてなされる他の機能に対する責任をとる。装
置１１０−１１２上のオブジェクトに関連する属性の保守だけでなく、スペース
管理が好ましくは、装置１１０−１１２自体により実施される。好ましくは、こ
のような機能は各記憶装置１１０−１１２内の制御要素１５０により実現される
インターフェイス１２８によりサポートされるメソッドを呼び出して実施される
。呼び出すことができるいくつかのメソッドについては後述する。しかしながら
、このようなメソッドをよく理解するために、本発明の１つの特徴に従ったオブ
ジェクト指向ファイルシステムのナビゲーションを示すフロー図を図７−１およ
び図７−２に示す。後述する各メソッドの詳細な検討の前に図７−１および図７
−２の検討を行えば本発明の理解が容易になるものと信じる。

【００５０】 ブロック１７０からブロック２０４までの図７−１および図７−２は、１つの
記憶装置１１０−１１２上の特定のパーティション内でオブジェクトを見つけ出
すことを例示している。最初に、リクエスタ１１６は装置制御オブジェクト１５
４内の装置属性を得る。それはブロック１７２に示されている。Ｇｅｔ＿ＤＣＯ
＿Ａｔｔｒｉｂｕｔｅｓメソッドの呼出しにより制御要素１５０は装置制御オブ
ジェクト１５４内に格納された属性を戻す。それはブロック１７４に示されてい
る。次に、リクエスタ１１６は装置制御オブジェクト１５４から戻された属性に
基づいて所与のパーティションを選択する。それはブロック１７６に示されてい
る。

【００５１】 リクエスタ１１６によりパーティションが選択されると、ブロック１７３に示
すようにリクエスタ１１６は次にＧｅｔ＿ＤＡＯ＿Ａｔｔｒｉｂｕｔｅｓメソッ
ドを呼び出す。それにより制御要素１５０は記憶媒体１１０上に格納された装置
連関オブジェクト１５６から属性を得る。次に、ブロック１７５に示すように制
御要素１５０は装置連関属性をリクエスタ１１６へ戻す。装置連関属性および装
置制御属性に基づいて、リクエスタ１１６は問い合わせるパーティションを選択
する。それはブロック１７６に示されている。

【００５２】 次に、リクエスタ１１６はＧｅｔ＿ＰＣＯ＿Ａｔｔｒｉｂｕｔｅｓメソッドを
呼び出しそれにより制御要素１５０はリクエスタ１１６により問い合わされる特
定のパーティションに関連づけられるパーティション制御オブジェクト１６４内
で見つかった属性を得る。それにより制御要素１５０はパーティション制御オブ
ジェクト属性を得てそれを戻す。それはブロック１７８および１８０に示されて
いる。選択したパーティション内のオブジェクトがリクエスタにとって関心のな
いオブジェクトであれば、ブロック１８２および１７６に示すようにリクエスタ
はもう１つのパーティションを選択する。

【００５３】 しかしながら、リクエスタ１１６が関心のあるパーティションを見つけている
ものとすると、ブロック１８４に示すようにリクエスタは次に選択したパーティ
ションに対するＧｅｔ＿ＰＯＬ＿Ａｔｔｒｉｂｕｔｅｓを呼び出す。このメソッ
ドにより、制御要素１５０は選択したパーティションに関連するパーティション
オブジェクトリスト１６６から属性を得る。ブロック１８６に示すように、次に
これらの属性はリクエスタ１１６に与えられる。

【００５４】 次に、リクエスタ１１６はＯｐｅｎ＿Ｒｅａｄ＿Ｏｎｌｙ＿ＰＯＬメソッドを
呼び出す。それはブロック１８８に示されている。後述するように、制御要素１
５０は選択したパーティションに関連づけられているパーティションオブジェク
トリスト１６６内に格納されたデータを得るが、そのオブジェクト内の属性を修
正してデータは修正もしくは拡張できないようにリードオンリーベースで与えら
れることを表示する。それはブロック１９０に示されている。

【００５５】 次に、リクエスタはＲｅａｄ＿ＰＯＬメソッドを呼び出しそれにより制御要素
１５０は選択したパーティション内のオブジェクトのリストをリクエスタ１１６
が再検討するように提示する。それはブロック１９４に示されている。選択した
パーティション内の所望のオブジェクトを選択した後で、リクエスタ１１６はｃ
ｌｏｓｅ＿ＰＯＬメソッドを呼び出しそれにより制御要素１５０はパーティショ
ンオブジェクトリストを閉じる。それはブロック１９６に示されている。

【００５６】 所望のオブジェクトに対するオブジェクトＩＤが見つかると、リクエスタ１１
６は次にＯｐｅｎ＿ｘｘｘ＿Ｏｂｊｅｃｔｘメソッドを呼び出す。ｘｘｘはリク
エスタが所望する特定のデータ操作に基づいてリクエスタにより呼び出される特
定の開くメソッドを示す。Ｏｂｊｅｃｔｘはリクエスタにより操作すなわちアク
セスされるオブジェクトを識別するパーティションオブジェクトリストからのオ
ブジェクトＩＤを示す。ｘｘｘ指示は、例えば、Ｏｐｅｎ＿Ｕｐｄａｔｅ操作や
Ｏｐｅｎ＿Ｒｅａｄ＿Ｏｎｌｙ操作を表わすことができる。それらについては後
述し、このステップはブロック１９８に示されている。

【００５７】 次に、リクエスタは制御要素１５０から戻されるオブジェクトの所望の操作を
実施する。オブジェクトを操作するのに使用することができるさまざまなメソッ
ドについては後述する。それはブロック２００に示されている。

【００５８】 最後に、所望のオブジェクト操作すなわちアクセスがリクエスタにより完了す
ると、リクエスタ１１６はＣｌｏｓｅ＿Ｏｂｊｅｃｔｘメソッドを呼び出しそれ
も後述されており、リクエスタ１１６によりアクセスされたオブジェクトを閉じ
るように動作する。

【００５９】 図８−図２４は装置１１０等のオブジェクト指向装置上に格納されたオブジェ
クトの所望の機能および所望の操作を遂行するためにリクエスタにより呼び出す
ことができるさまざまな典型的メソッドを示す。

【００６０】 図８は特にＯｐｅｎ＿Ｃｒｅａｔｅ＿Ｏｂｊｅｃｔメソッドを示すフロー図で
ある。ブロック２０８に示すように、リクエスタ１１６がこの方法を呼び出すと
、制御要素１５０は新しいオブジェクトＩＤを生成してオブジェクトが生成され
る特定のパーティションに関連するパーティションオブジェクトリスト内にオブ
ジェクトＩＤを入れる。それはブロック２１０に示されている。次に、制御要素
１５０はオブジェクトに関連するブロック数等を割り付け、かつオブジェクト生
成時を示しオブジェクトに関連する表１内の他の属性をセットするようにオブジ
ェクト属性を修正することにより新しいオブジェクトを生成する。それはブロッ
ク２１２に示されている。次に、制御要素１５０は生成されたばかりのオブジェ
クトの新しいＩＤと共に要求の状態を戻す。それはブロック２１４に示されてい
る。

【００６１】 単にオブジェクトを生成する他に、リクエスタ１１６はいくつかのオプション
を指定することができる。例えば、好ましい実施例では、リクエスタ１１６はオ
ブジェクトがパスワード保護されているか、オブジェクトは暗号化されるか、あ
る品質閾値（例えば、オブジェクトがバックアップされるか）、ロック特性（例
えば、パーティションおよび装置ロック等の任意他のロックだけでなくオブジェ
クトロックによりオブジェクトがロックされるか）、アクセス制御バージョン、
ミラーもしくは他のバックアップサポート（それにより全ての更新がもう１つの
オブジェクトへ鏡映されるか、あるいは指定される別の方法でバックアップされ
る）を指定して、スペースが指定した最小サイズ単位で割り付けられることを表
示し、かつ衝突特性（ＵＮＩＸ−型システムにおけるライト等）をセットするこ
とができる。

【００６２】 このメソッドを呼び出すためにリクエスタ１１６が制御要素１５０へ与える特
定の情報にはセキュリティのために必要なシステム内の許可情報、オブジェクト
が生成される装置のパーティション、および前記した任意のオプションが含まれ
る。一実施例では、それに応答して制御要素１５０は装置上で利用できる容量、
要求の状態を新しいオプションのＩＤと共に戻す。

【００６３】 このメソッドの特殊なインスタンスも呼び出すことができ、それはオブジェク
トに関連する全データを含むこともお判り願いたい。その場合、オブジェクトを
生成し、オブジェクトを書き込み、かつオブジェクトを閉じることができる１つ
のメソッドを呼び出すことができる。

【００６４】 図９はＯｐｅｎ＿Ｕｐｄａｔｅ＿Ｏｂｊｅｃｔｘメソッドを示すフロー図であ
る。ブロック２２０に示すように、リクエスタ１１６はこのメソッドを呼び出す
と、指定したオブジェクトを読み書きすることができる。オブジェクトの長さの
拡張も行われる。このメソッドが呼び出されると、制御要素１５０は指定したオ
ブジェクト内に属性をセットしてオブジェクトを使用していることを表示する。
リクエスタ１１６は許可情報、オブジェクトを含むパーティションＩＤ、アクセ
スされるオブジェクトの識別子、とられるアクションのタイプ（更新もしくはラ
イト）および前記した任意のオプションを与える。それに応答して、制御要素１
５０は要求の状態および指定したオプションの長さを、リクエスタ１１６が利用
できる残りの容量と共に、戻す。

【００６５】 図１０はＷｒｉｔｅ＿Ｏｂｊｅｃｔメソッドを示すフロー図である。ブロック
２４２に示すように、リクエスタ１１６がこのメソッドを呼び出すと制御要素１
５０は指定した場所で指示したオブジェクト内の指定した数のブロックに書込み
を行う。

【００６６】 また、ライトメソッドにより他のメソッドが呼び出すことができる。例えば、
アクセスされる装置１１０−１１２上でパリティサポートが呼び出されると、ラ
イトは書き込まれるデータに排他的ＯＲ演算を実施する排他的ＯＲメソッドを自
動的に呼び出すことができ、１つ以上の予め指定したパリティ装置にパリティデ
ータが書き込まれる。

【００６７】 このメソッドを呼び出すために、リクエスタ１１６は許可情報、オブジェクト
識別子、パーティションＩＤ、オブジェクト内に書き込まれるブロックの開始位
置、オブジェクトに書き込まれるブロック数、オプション情報、および書き込ま
れるデータを与える。このメソッドが呼び出されると、制御要素１５０は指定し
たオブジェクトを与えられた指定データで修正する。それはブロック２４４に示
されている。次に、制御要素１５０はオブジェクトの長さ、オブジェクトに関連
するタイムスタンプ、等の指定したオブジェクト内の必要な属性を修正する。そ
れはブロック２４６に示されている。次に、制御要素１５０は必要であればパー
ティションオブジェクトリスト等の他のオブジェクトの必要な属性を修正する。
それはブロック２４８に示されている。次に、制御要素１５０は要求の状態を特
定のリクエスタへ戻す。それはブロック２５０に示されている。

【００６８】 図１１はＯｐｅｎ＿Ｒｅａｄ＿Ｏｎｌｙ＿Ｏｂｊｅｃｔｘメソッドを示すフロ
ー図である。このメソッドが呼び出されると、制御要素１５０はリクエスタ１１
６がリードオンリーの目的で指定したオブジェクトへのアクセスを有することが
できるようにする。したがって、ブロック２３０に示すように、このオブジェク
トが呼び出されるとリクエスタは許可情報、パーティションＩＤ、オブジェクト
ＩＤ、およびオプション情報を与える。次に、制御要素１５０は指定したオブジ
ェクト内の属性をセットしてオブジェクトが使用されていることを表示する。そ
れはブロック２３２に示されている。次に、制御要素１５０はオブジェクト内に
リードオンリー属性をセットしてリクエスタによりオブジェクトが書き込まれる
ことはないことを表示する。それはブロック２３４に示されている。次に、制御
要素１５０は要求の状態および指定したオブジェクトの長さを戻す。それはブロ
ック２３６に示されている。

【００６９】 図１２はＲｅａｄ＿Ｏｂｊｅｃｔｘメソッドを示すフロー図である。この方法
は装置１１０が指定したオブジェクトからデータを戻すことを望む場合にリクエ
スタ１１６により呼び出される。リクエスタは許可情報、オブジェクトＩＤ、パ
ーティションＩＤ、読み出されるブロックの開始場所、読み出されるいくつかの
ブロック、および任意の他の所望するオプション情報を与える。それに応答して
、制御要素１５０は要求の状態、戻されるデータの長さ、この方法に応答して戻
される実際のデータを戻す。それはブロック２５６および２５８に示されている
。

【００７０】 図１３はＣｌｏｓｅ＿Ｏｂｊｅｃｔｘメソッドを示すフロー図である。リクエ
スタ１１６によりこのメソッドが呼び出されると、ブロック２６４に示すように
、リクエスタは許可情報、オブジェクトＩＤ、および任意のオプション情報を提
供する。それに応答して、ブロック２６６に示すように制御要素１５０は指定し
たオブジェクト内のデータを修正する。さらに、オブジェクトへの書込みの結果
生じるオブジェクトの任意の変化は、まだ記憶媒体に書き込まれていなければ、
この時書き込まれる。また、ブロック２６８に示すように、制御要素１５０はオ
ブジェクトｘの属性を更新する。例えば、新たに生成したオブジェクトであれば
、その属性は生成時間、および他の所要属性情報により更新される。さらに、属
性はオブジェクト内のデータが最後に修正された時、変化されている場合のデー
タの長さを表示するように修正され、属性が制御要素１５０によりセットされて
オブジェクトはもはや所与のリクエスタにより使用されていないことを表示する
。

【００７１】 また、制御要素１５０は随意オブジェクトに関連しオブジェクト属性に反映す
る残留キュッシュ情報を更新することができる。それはブロック２７０に示され
ている。例えば、データが閉じたオブジェクトに対してまだキャッシュされてい
る、あるいはもはやキャッシュされていないことを記憶装置１１０に知らせるよ
うに要求を行う特定のリクエスタ１１６が構成されている場合には、記憶装置１
１０のオペレーティングシステムはオブジェクトが迅速に続いて再度閉じられか
つ開かれるような応用に対してキャッシュ情報を保持することができる。しかし
ながら、同時に、もう１つのリクエスタがその間にこのオブジェクトへのアクセ
スを要求する場合、記憶装置１１０はシステム１００内のどの要素にコヒーレン
シ衝突を知らせる必要があるかを追跡し続けることができる。ブロック２７２に
示すように、次に制御要素１５０は要求の状態を戻す。

【００７２】 図１４はＲｅｍｏｖｅ＿Ｏｂｊｅｃｔｘメソッドを示すフロー図である。この
メソッドが呼び出されると、ブロック２７８に示すように、制御要素１５０は記
憶媒体からオブジェクトを削除するのに必要なステップをとる。それはブロック
２８０に示されている。指定したオブジェクトＩＤが利用できることを反映する
ために、次に制御要素１５０はオブジェクトが削除されたパーティションに関連
するパーティションオブジェクトリストを修正する。それはブロック２８２に示
されている。ブロック２８４に示すように、制御要素１５０は次に要求の状態を
戻す。このメソッドを呼び出すために、リクエスタ１１６は許可情報、パーティ
ションＩＤ、オブジェクトＩＤ、および任意所望のオプション情報を与える。ブ
ロック２８４に示すように、制御要素１５０は次に要求の状態を戻す。

【００７３】 図１５は、ブロック２９０に示すように、記憶装置１１０上にパーティション
を生成するためにリクエスタにより呼び出すことができるＣｒｅａｔｅ＿Ｐａｒ
ｔｉｔｉｏｎｘメソッドを示すフロー図である。Ｃｒｅａｔｅ＿Ｐａｒｔｉｔｉ
ｏｎｘメソッドはドライブを１つ以上の領域へ仕切るが、記憶媒体上の全スペー
スを考慮する必要はない。さらに、パーティション領域はディスク上のさまざま
なゾーンに跨ることができる。

【００７４】 一実施例では、この方法はタイリング構成内にパーティションを生成するのに
使用され、パーティションは装置上の記憶スペースの真の分割を表わす。この構
成はスペースをデータアレイ等のサービスレベルで分割するのに使用される。こ
のようなパーティションはリサイズ（ｒｅｓｉｚｅ）することはできないが、除
去して再生成することができる。

【００７５】 本発明の１つのもう１つの特徴に従って、パーティションはサービスレベルに
従ってスペースを管理するのではなくオブジェクトを論理的に構成するために論
理パーティショニングとして使用される。この第２の実施例では、パーティショ
ンはダイナミックにリサイズすることができる。

【００７６】 このメソッドを呼び出すために、リクエスタは許可情報、任意所望のオプショ
ン、パーティションＩＤ、および識別した特定部分へ割り付けられるスペースを
識別する初期スペース割付けを与える。ブロック２９２に示すように、それに応
答して制御要素１５０は記憶媒体上のスペースを指定したパーティションに対し
て割り付ける。ブロック２９４および２９６に示すように、次に制御要素１５０
はパーティション制御オブジェクトおよびパーティションオブジェクトリストを
確立する。前記したように、パーティションオブジェクトリストは除去すること
はできずパーティション内のオブジェクトをナビゲートする開始点の役を果たす
。次に、制御要素１５０は要求の状態および行われているパーティショニングを
示すパーティションマップを戻す。それはブロック２９８に示されている。

【００７７】 図１６はＲｅｍｏｖｅ＿ｐａｒｔｏｔｉｏｎｘメソッドを示すフロー図である
。このメソッドを呼び出すために、リクエスタ１１６は許可情報、オプション情
報、および除去されるパーティションを識別するパーティションＩＤを与える。
それはブロック３０４に示されている。ブロック３０６に示すように、それに応
答して制御要素１５０は予めパーティションに関連づけられているスペースを解
放する。次に、制御要素１５０は削除されるパーティションに関連するパーティ
ションオブジェクト内の全てのオブジェクトを除去し、パーティションオブジェ
クトリストを削除してパーティション制御オブジェクトを削除する。それはブロ
ック３０８，３１０，３１２に示されている。次に、制御要素１５０は要求の状
態およびパーティショニングに対してなされた変更を示すパーティションマップ
を戻す。それはブロック３１４に示されている。

【００７８】 本発明の１つの特徴に従って、データ管理ポリシーが各記憶装置１１０−１１
２に伝達され、記憶装置は互いに独立して作用して管理ポリシーを実行するよう
にされる。その結果人間の介入が少なくなるだけでなく、より予測可能でタイム
リーな管理制御となって著しい利点が得られる。

【００７９】 例えば、記憶装置１１０−１１２上のデータは毎週バックアップしたいことが
ある。従来のシステムは典型的に週末のアイドル期間中にバックアップされ、ビ
ジネスウィーク中にシステムの可用性が中断されないようにされる。しかしなが
ら、可用性のウィンドウはシステム容量の増大と同時に徐々に縮小してきている
。したがって、データの恐らくはテラバイトをバックアップするのに十分な長さ
のシステム割込み時間を見つけようとする問題は非常に困難になってきている。

【００８０】 したがって、本発明の１つの特徴に従って、割り付けられた属性に基づいてオ
ブジェクトに作用することにより、オブジェクトがそのとられるバックアップに
対して正しい状態に達している時は常にオブジェクト指向記憶装置１１０−１１
２はバックアップ機能を通知することができる。またデータ完全性に影響を及ぼ
すことなく全ファイルのバックアップをより長期間にわたって引き延ばすことが
できる−その間に他はまだ更新されている。

【００８１】 オブジェクト指向記憶装置１１０−１１２によりアクションを呼び出すことが
できる属性の他の例として暗号化、圧縮、バージョニングおよびパリティ冗長性
が含まれる。これらの各例において、好ましくは記憶装置１１０−１１２には特
定のオブジェクトに関するポリシーを通知するだけでよい。次に、装置自体が機
能を実施するかあるいはサービスを提供するように指示されたエージェントに通
知することができる。

【００８２】 例えば、圧縮および暗号化を記憶装置１１０−１１２自体で実施することがで
きる。したがって、唯一装置に伝達すべきことはオブジェクトに対して圧縮もし
くは暗号化が必要であるという事実である。エージェントにより実施される管理
機能に対して、管理機能ポリシーを記憶装置に伝達するだけでなく、機能を実施
するエージェントの識別も伝達して、機能を実施する時間になったら記憶装置が
エージェントにアクセスできるようにしなければならない。

【００８３】 本発明の１つの特徴に従って、オブジェクト間に連関が確立され同じ属性を有
するかあるいは従属性を有するものを識別できるようにされる。例えば、データ
ベースは６つのファイルすなわちオブジェクトを有し、全てが閉じられるかある
いは他の全てが従属するものと指示された１つのオブジェクトが閉じられるまで
はそのどれもがバックアップできないものとする。ファイルサーバ１１４はオブ
ジェクト間のこの種の関係の管理を必要とすることがある。さらに、本発明はア
レイパリティセットの場合のように装置間従属性を確立する。グループの残りが
同じ本質的性質を有することを１つの装置すなわちオブジェクトが確認するよう
なグループを確立できるようにすることにより、グループの管理はより効率的か
つ有効となる。

【００８４】 図１７−図２４はオブジェクトにより記憶装置上に呈示されたメソッドを呼び
出すことにより実施することができる管理機能を示すフロー図である。メソッド
を呼び出すことにより制御要素１５０および／もしくは関連する制御要素は呼び
出されたメソッドに関連する管理機能を実施するためのステップをとる。

【００８５】 図１７はＥｘｐｏｒｔ＿Ｏｂｊｅｃｔｘメソッドを示すフロー図である。ブロ
ック３２０に示すように、リクエスタ１１６は許可情報、オプション情報、オブ
ジェクトＩＤ、目的装置ＩＤおよび目的パーティションＩＤを与えることにより
このメソッドを呼び出す。輸出メソッドは記憶装置１１０−１１２が所与のオブ
ジェクトに関連する属性で表現されるルールに基づいてアクションをとれるよう
にする。例えば、他の装置に対するオブジェクトのバックアップやサポートバー
ジョニングを開始するのに使用することができる。

【００８６】 Ｅｘｐｏｒｔ＿Ｏｂｊｅｃｔｘメソッドが呼び出されると、ブロック３２２に
示すように制御要素１５０は記憶媒体から指定したオブジェクトを得る。次に、
制御要素１５０はリクエスタ１１６により指定される目的装置においてＯｐｅｎ
＿Ｃｒｅａｔｅメソッドを呼び出す。それはブロック３２４に示されている。次
に、制御要素１５０は指定したオブジェクトのデータおよび属性を供給する目的
装置においてライトメソッドを呼び出す。それはブロック３２６に示されている
。次に、制御要素１５０は書き込まれた後でその上のオブジェクトを閉じる目的
装置においてＣｌｏｓｅメソッドを呼び出す。それはブロック３２８に示されて
いる。最後に、制御要素１５０は目的装置に書き込まれているオブジェクトの新
しいオブジェクトＩＤと共に要求の状態をリクエスタに戻す。それはブロック３
３０に示されている。

【００８７】 制御要素１５０により実現されるインターフェイス１２８はリクエスタが再検
討されるオブジェクト属性を得てそれをセットできるようにするメソッドもサポ
ートする。図１８および図１９はそれぞれ対応するＧｅｔ＿Ｏｂｊｅｃｔｘ＿Ａ
ｔｔｒｉｂｕｔｅｓおよびＧｅｔ＿Ｏｂｊｅｃｔｘ＿Ａｔｔｒｉｂｕｔｅｓメソ
ッドを示すフロー図である。

【００８８】 図１８に示すメソッドが呼び出されるとブロック３３６に示すように、制御要
素１５０は指定したオブジェクトに対する属性を得る。一実施例では、リクエス
タは許可情報、オブジェクトＩＤ、オブジェクトＩＤのリスト、およびオプショ
ン情報を与える。次に、制御要素１５０はオブジェクトＩＤに関連する属性、も
しくはオブジェクトＩＤのリストを得てそれらの属性を要求の状態と共にリクエ
スタへ戻す。それはブロック３３８に示されている。

【００８９】 ブロック３４４に示すように、図１９に示すＧｅｔ＿Ｏｂｊｅｃｔｘ＿Ａｔｔ
ｒｉｂｕｔｅｓメソッドは許可情報、オブジェクトＩＤ、およびオプション情報
を制御要素１５０へ与えるリクエスタにより呼び出すことができる。次に、制御
要素１５０はリクエスタにより与えられる情報で指定したオブジェクトの属性を
修正し、要求の状態を指定したオブジェクトの修正した属性と共に戻す。それは
ブロック３４６および３４８に示されている。

【００９０】 本発明のもう１つの特徴に従って、オブジェクトをロックしてその上に配置さ
れている錠を所有するサーバがアンロックしない限りアクセスできないようにす
ることができる。実施例では、オブジェクトはオブジェクトレベル、パーティシ
ョンレベル、もしくは装置レベルでロックすることができる。ロック機構はサー
バ間アクセスリゾルーションを与える。一実施例では、このようなロックは保守
機能中のアクセスを禁止するだけでなく同時更新をスケジュールするのに使用さ
れる。図２０、図２１および図２２はＧｅｔ＿ＡｔｔｒｉｂｕｔｅおよびＳｅｔ
＿Ａｔｔｒｉｂｕｔｅメソッドのインスタンスと考えることができるロックメソ
ッドを示すフロー図である。しかしながら、リクエスタのクラスタ間でのデータ
共有に使用できるように、これらのメソッドのこれら特定の例のさらに詳細を提
供する。

【００９１】 図２０はＲｅａｄ＿Ｌｏｃｋ＿Ａｔｔｒｉｂｕｔｅｓメソッドを示すフロー図
である。ブロック３５４に示すように、このメソッドは許可情報、オブジェクト
、パーティションもしくは装置ＩＤ、ロックパラメータ、および任意所望のオプ
ション情報をリクエスタ１１６から制御要素１５０へ与えて呼び出すことができ
る。それに応答して、制御要素１５０は指定したオブジェクトがセットされるロ
ックを有するかどうかを確認する。次に、制御要素１５０はロックを所有するリ
クエスタの要求の状態を戻す。それはブロック３５６に示されている。

【００９２】 図２１はＳｅｔ＿Ｌｏｃｋ＿Ａｔｔｒｉｂｕｔｅｓメソッドを示すフロー図で
ある。ブロック３６２に示すように、このメソッドはリクエスタが許可情報、オ
ブジェクト、パーティションもしくは装置識別子情報、ロックパラメータおよび
オプション情報を与えることにより呼び出すことができる。このメソッドが呼び
出されると、制御要素１５０は識別したオブジェクトに関連するロックを調べる
ことができる。それはブロック３６４に示されている。次に、制御要素はリクエ
スタの識別によりロックもしくはアンロック操作を実施しようとする。それはブ
ロック３６６に示されている。操作を要求するリクエスタがロックの所有者であ
れば、操作は実施される。そうでなければ、操作は実施されない。いずれの場合
も、制御要素１５０はロックを所有するサーバのＩＤと共に要求の状態を戻す。
それはブロック３６８に示されている。

【００９３】 図２２はＲｅｓｅｔ＿Ｌｏｃｋ＿Ａｔｔｒｉｂｕｔｅメソッドを示すフロー図
である。この機能はロックを所有するサーバがもはや機能していない場合にロッ
クのリセットを試みるのに使用される。ブロック３７４に示すように、このメソ
ッドは許可情報、オブジェクト、パーティションもしくは装置識別子情報、ロッ
クパラメータ、および任意所望のオプション情報を与えることにより呼び出すこ
とができる。ブロック３７６に示すように、それに応答して制御要素１５０は指
定したオブジェクト、パーティションもしくは装置をロックし、ロックを所有す
るサーバの識別と共に要求の状態を戻す。それはブロック３７８に示されている
。

【００９４】 図２３および図２４はＧｅｔおよびＳｅｔ＿Ｄｅｖｉｃｅ＿Ａｓｓｏｃｉａｔ
ｉｏｎメソッドを示すフロー図である。これらのメソッドは装置１１０−１１２
間の関係を定義もしくは問い合わせる。このような関係のインプリメンテーショ
ン（実行）の例は記憶装置１１０−１１２の１つが装置のマスターすなわち第１
のセットとして識別され、他はそのセットの従属メンバーであることを含んでい
る。第１すなわちマスターセットはセット属性の変化を他のメンバーに広める責
任がある。他のメンバーは第１すなわちマスターセットから与えられるのでなけ
れば属性セッティングを棄却する。記憶装置１１０−１１２はこれらの機能を実
施するために、自己検査を行う能力を与えられる。それにより装置はそれ自体を
検査してより大きい装置グループのメンバーシップに含まれるかどうかを確認す
ることができる。

【００９５】 図２３に、Ｇｅｔ＿Ｄｅｖｉｃｅ＿Ａｓｓｏｃｉａｔｉｏｎメソッドが示され
ている。ブロック３８４に示すように、このメソッドは許可情報およびオプショ
ン情報を与えて呼び出すことができる。それに応答して、制御要素１５０は要求
の状態および装置がそのメンバーである要求した連関を戻す。それはブロック３
８６に示されている。

【００９６】 図２４はＳｅｔ＿Ｄｅｖｉｃｅ＿Ａｓｓｏｃｉａｔｉｏｎメソッドを示すフロ
ー図である。ブロック３９２に示すように、この方法は、許可情報、オプション
情報、および連関を定義するメンバーおよび属性のリストを与えることにより呼
び出すことができる。ブロック３９４に示すように、それに応答して制御要素１
５０は記憶媒体上に含まれる装置連関オブジェクト１５６を修正する。装置連関
オブジェクトはリクエスタから与えられる属性を含み、かつオブジェクト属性が
最後に修正された時等を示すタイムスタンプを含むように修正される。ブロック
３９６に示すように、制御要素１５０は要求の状態を戻す。

【００９７】 前記した許可情報によりファイルサーバ１１４は記憶装置１１０−１１２から
の応答を得るのに必要な証明書をどのリクエスタ１１６−１２０に与えるかを制
御することにより記憶装置へゲートアクセスできるように示されている。またフ
ァイルサーバ１１４はインストレーションセキュリティポリシーに追従するＩ／
Ｏ要求にしか従わないように記憶装置１１０−１１２を指令する。許可セキュリ
ティケイパビリティの基礎をなす鍵は実施例ではＳｅｔ＿Ｏｂｊｅｃｔ＿Ａｔｔ
ｒｉｂｕｔｅｓメソッドにより記憶装置１１０−１１２へ伝達する。記憶装置１
１０−１１２に対して適切なセキュリティレベルがセットされると、その記憶装
置は各Ｉ／Ｏコマンドをセキュリティコンプライアンスに対してチェックするよ
うに構成することができる。しかしながら、前記したように、セキュリティを利
用する必要のない応用もある。さらに、特定のサーバクラスタが別の物理的施設
内に配置されたいくつかの装置を有する場合には、遠隔装置との通信にはより高
いセキュリティレベルを定義するが自局内トラフィックからの通信に対してはそ
うしないことが望ましいことがある。それにより遠隔リクエスタもしくはサーバ
に対するセキュリティを利用できるが、遠隔リクエスタもしくはサーバに対して
このようなセキュリティを利用することに伴う性能損失は回避される。

【００９８】 さらに、各記憶装置１１０−１１２が好ましくはメッセージおよびオブジェク
トをタイムスタンピング保全するのに使用される読出し可能単調増分クロックを
含んでいる。一実施例では、さまざまな装置に対するクロックがシステムワイド
ベースで同期化される。別の実施例では、ファイルサーバ１１４は記憶装置間の
不一致および値を調整する。

【００９９】 したがって、本発明は従来の記憶装置に比べて著しい利点を有するディスク装
置等のオブジェクト指向記憶装置を提供することがお判りであろう。このオブジ
ェクト指向記憶装置はクラスタアーキテクチュアを著しく改善する。例えば、デ
ータをオブジェクト指向方式で格納すると、データは記憶装置自体により管理す
ることができる。オブジェクトはそれ自体のスペースを管理する責任をとれるよ
うにその常駐データの十分な知識を記憶装置に与える。さらに、装置が論理的エ
ンティティを構成するものに関する情報を有する場合データの共有はよりインテ
リジェントに制御することができる。例えば、ブロック指向装置に格納されてい
るデータを２つのシステムが共有する場合、現在のアクセスに対して全てのメタ
データアクティビティを制御しなければならないことがある。対照的に、オブジ
ェクト指向装置ではメタデータアクティビティの多くがそれにアクセスするシス
テムにとって不透明である。したがって、システムはユーザデータとのアクセス
競合にしか関わる必要がない。さらに、装置自体により実施されるスペース管理
によって同じ記憶装置上のスペースを同時に管理しようとする２つのシステムか
ら生じることがあるいかなる衝突もしくは混乱も解消される。

【０１００】 さらに、オブジェクト抽象により異質性（ｈｅｔｅｒｏｇｅｎｅｏｕｓ）計算
が遥かに容易になる。オブジェクト指向記憶装置はオペレーティングシステムが
解釈できる構成を少なくとも有する能力を提供する。

【０１０１】 さらに、いくつかの理由に対してオブジェクト指向記憶装置を使用することに
よりクラスタシステムの性能が向上される。例えば、メタデータは決して装置自
体を去る必要がないため、ある数のＩ／Ｏ操作が解消される。

【０１０２】 さらに、装置は任意の時間にどのオブジェクトが開かれるかあるいは閉じられ
るかを知っており、この情報を使用してデータをより有効にキャッシュすること
ができる。装置は読み出されるオブジェクトのレイアウトを知っているため、プ
リフェッチも遥かに有効にすることができる。記憶装置は逐次アクセスパターン
をより有効に決定することができる。また、装置内のキャッシュはアクセスして
いる多数のシステムに対して一度メタデータを保持することができる。さらに、
装置はどこにデータをより適切に配置するかといったサービス判断の品質に関与
することができる。典型的に装置は記憶装置を割り付ける責任がある場合しかそ
うすることができない。対照的に、殆どのオペレーティングシステムはディスク
ドライブ上にゾーンによりデータを割り付けることができない。したがって、ド
ライブ自体上にこの特性を与えることにより性能が向上する。

【０１０３】 本発明はドライブのアレイとして構成されたディスクドライブ内に実現するこ
ともできる。ディスクドライブ上に格納される情報はディスクドライブ自体より
も遥かに貴重であることが多いため、ドライブアレイは低廉ディスクの冗長アレ
イ（ＲＡＩＤ）と呼ばれることが多い。数種のＲＡＩＤシステムやＲＡＩＤレベ
ルが知られている。例えば、第１レベルＲＡＩＤは前記したようにミラーディス
クを提供することを特徴としている。第５レベルＲＡＩＤでは、パリティもしく
は冗長データだけでなくアレイに格納されるデータもグループ内の全てのディス
クドライブにわたって広められる。第５レベルＲＡＩＤはデータおよびチェック
情報をチェックディスクを含む全ディスクにわたって分布する。他のレベルのＲ
ＡＩＤ（例えば、レベル２−４）については米国特許第５，６１７，４２５号Ｄ
ＩＳＣ ＡＲＲＡＹ ＨＡＶＩＮＧ ＡＲＲＡＹ ＳＵＰＰＯＲＴＩＮＧ ＣＯ
ＮＴＲＯＬＬＥＲＳ ＡＮＤ ＩＮＴＥＲＦＡＣＥに詳細に記載されている。

【０１０４】 図２５−図２９はデータがアレイ内のディスクドライブ上にオブジェクトとし
て格納される、本発明の１つの特徴に従って実施されるライト操作を示す。図２
５に示す実施例では、ファイルサーバ１１４、リクエスタ（すなわちホスト）１
１６およびインターコネクト１２２は記憶装置１１０−１１２のような記憶装置
として構成された目的ドライブ４０２およびパリティドライブ４０４を含むディ
スクドライブアレイとして接続されている。目的ドライブ４０２は書き込まれる
オブジェクトもしくはその一部を保持し、パリティドライブ４０４は目的ドライ
ブ４０２上に格納された目的オブジェクトに関連するパリティ情報を保持する。

【０１０５】 図２５において、ドライブアレイはグループ内の全ドライブにわたってデータ
およびパリティが分布されるＲＡＩＤ５として実現されている。したがって、現
在のライト操作に対してのみドライブ４０２は目的ドライブでありドライブ４０
４はパリティドライブである。すなわち、目的ドライブ４０２はパリティ情報も
保持しパリティドライブ４０４はデータも保持する。しかしながら、後述する単
一ライト操作に対してドライブ４０２は目的ドライブでありドライブ４０４は対
応するパリティドライブである。本発明はＲＡＩＤ５レベル以外の他のＲＡＩＤ
レベルを使用して実現できることもお判り願いたい。このようなＲＡＩＤシステ
ムにおける本発明は当業者ならば自明であろう。

【０１０６】 図２５において、目的ドライブ４０２およびパリティドライブ４０４はファイ
バチャネルインターフェイスもしくは、他のシリアルインターフェイス等の、他
の適切なインターフェイスを介して互いに接続されている。

【０１０７】 図２６および図２７は、それぞれ、目的ドライブ４０２およびパリティドライ
ブ４０４を示す。各ドライブは制御要素１５０および１つ以上のディスク１３２
を含んでいる。各ドライブはリード／ライト回路（前記したデータヘッドのよう
な）および排他的ＯＲ（ＸＯＲ）回路４０８も含んでいる。目的ドライブ４０２
は書き込まれる目的オブジェクトを格納するディスクスペース４１０を含んでい
る。パリティドライブ４０４は対応するパリティオブジェクトを格納するディス
クスペース４１２を含んでいる。ディスク装置４０２，４０４の動作については
図２８および図２９に関して詳細に説明する。

【０１０８】 小型コンピュータシステムインターフェイス（ＳＣＳＩ）ＸＯＲコマンドを実
現する従来のディスクアレイはディスクドライブがドライブ故障に対するパリテ
ィ保護を実現するのに必要なビット操作を実施できるようにする。このようなコ
マンドはホスト（すなわちリクエスタ）がディスクへのセクターアクセスを有し
、１つのディスクドライブに書き込まれる任意のセクターに対してパリティ情報
を含むもう１つのディスクドライブ上の対応するセクターを適切に更新できるこ
とを要求する。しかしながら、前記したオブジェクト指向ディスクドライブはホ
ストとディスクドライブ上の実際の記憶セクターとの間に抽象レイヤを導入する
。特に、ディスクドライブはホスト（すなわちリクエスタ）が基礎をなすセクタ
ーアドレス指定方式へのアクセスを持たないようにディスクスペースをオブジェ
クトとして管理する。ディスク装置自体がスペース管理の責任がありリクエスタ
やホストが１つのディスクドライブ上に書き込まれたデータの一部を別のディス
クドライブ上の場所と相関できないようにする。したがって、リクエスタはそれ
が書き込んでいるブロックのディスクドライブ上のアドレスを知らず、対応する
パリティアドレスを計算することができない。そのため、前記したように、従来
のＸＯＲ機能をオブジェクト指向ディスクドライブで使用することは、不可能と
はいわないまでも、非常に困難である。

【０１０９】 したがって、本発明はパリティグループを構成するディスクドライブセット内
の各ディスクドライブにおいて呼び出されるＤｅｆｉｎｅ＿Ｐａｒｉｔｙ＿Ｇｒ
ｏｕｐと呼ばれるメソッドを提供する。このメソッドは２つのことをなし遂げる
。第１に、従来のドライブアレイにおけるセクターベースＸＯＲコマンドと同じ
機能を実施する標準Ｗｒｉｔｅ＿Ｏｂｊｅｃｔメソッドの呼出しを可能とするの
に十分な情報を提供する。また、パリティデータのその特定のドライブのシェア
を保持するセット内の各ドライブ上にオブジェクトが生成されるようにする。パ
リティオブジェクトＩＤは各ドライブには既知のよく知られたＩＤであり、その
ためパリティ情報を更新したい任意のドライブがその要求をアドレスすることが
できる正しいオブジェクト識別子を知っている。

【０１１０】 Ｄｅｆｉｎｅ＿Ｐａｒｉｔｙ＿Ｇｒｏｕｐメソッドが図２８に関して詳細に説
明される。最初に、リクエスタすなわちホストがパリティグループ内の各ドライ
ブにおいてメソッドを呼び出す。それはブロック４２０に示されている。このメ
ソッドを呼び出すために、リクエスタは次のようないくつかのものを与える。 １．パリティグループを含むドライブの順序付けられたリスト。それは、例え
ば、各ドライブに対する連番およびアドレスを含むことができる。 ２．パリティ計算に使用するアルゴリズム。単純なインプリメンテーションの
例では、書き込まれるデータのブロックアドレスに対してモジュラス算術が実施
される。この算術によりパリティドライブアドレス（前記アイテム番号１からの
順序付けられたリストに基づく）およびパリティドライブ上のパリティオブジェ
クト内の相対ブロックアドレス（所望のパリティ情報を含むパリティオブジェク
トの相対的部分）の両方が得られる。 ３．ブロック単位で示すパリティストライプ内のデータ量。各ドライブ上のス
ペースにわたってパリティデータがばら撒かれる場合は、この情報は割付けのア
トミック単位である。 ４．パリティオブジェクト識別子。Ｗｒｉｔｅ＿Ｏｂｊｅｃｔメソッドを呼び
出してパリティオブジェクトを更新するドライブは前記アイテム２に記述したよ
うに決定されるパリティドライブ上のこのオブジェクトＩＤにそれを配布する。
また、多レベルパリティ（２レベルパリティ等）も実現できることをお判り願い
たい。したがって、各ドライブは２つまでのパリティオブジェクトを有すること
ができる。インプリメンテーションの１例では、２レベルパリティを有するディ
スクアレイ内でドライブが使用される場合、２つの既知のオブジェクトＩＤが割
り付けられ各ドライブにより保存される。第２のパリティオブジェクトの存在は
２レベルパリティが利用されていることを示す。 ５．パリティオブジェクト割付ポリシー。これは各ドライブがパリティオブジ
ェクトをディスクスペースの単一隣接度として割り付けるかパリティオブジェク
トにユーザデータオブジェクトをばら撒くかを示す。したがって、パリティオブ
ジェクトおよびデータオブジェクトは図２６および図２７に隣接ディスクスペー
スとして図示されているが、それは説明用にすぎない。パリティオブジェクトに
データがばら撒かれる場合には、やはり予め割り付けできることをお判り願いた
い。

【０１１１】 Ｄｅｆｉｎｅ＿Ｐａｒｉｔｙ＿ｇｒｏｕｐメソッドの呼出しに応答して、パリ
ティグループ内の各ディスクドライブ内の制御要素１５０がパリティデータに必
要なそのスペースのパーセンテージを計算する。それはブロック４２２に示され
ている。パリティオブジェクトに必要なスペースの量はパリティグループリスト
内のディスクドライブ数に基づいて決定される。例えば、リスト内に９つのディ
スクドライブがあれば、各ドライブはそのスペースの９分の１をパリティ情報用
に割り付けなければならない。このスペース量はメソッドの呼出し時にリクエス
タもしくはホストにより与えられる既知のパリティオブジェクトＩＤにより識別
される。それはブロック４２４に示されている。

【０１１２】 パリティセットすなわちグループリスト内の各ドライブがパリティグループを
定義する情報を保持しておりディスクドライブがパワーアップすなわちリセット
されるたびに、パリティグループは妥協されていないことを検証することができ
る。したがって、ブロック４２６に示すように、非揮発性メモリ内に情報が格納
される。

【０１１３】 このようにしてディスクドライブのパリティセットを生成し各ディスクドライ
ブ上のスペースを１つ以上のパリティオブジェクトを保持するように割り付ける
と、１つ以上のドライブ上のデータオブジェクト内に格納されたデータを更新す
ることができる。図２９は、本発明の１つの特徴に従って、データオブジェクト
の更新およびパリティオブジェクトの対応する更新を示すブロック図である。

【０１１４】 データを更新するために、更新されるデータを要求しているリクエスタ１１６
はパリティグループ内の１つのディスクドライブ上で前記したＷｒｉｔｅ＿Ｏｂ
ｊｅｃｔメソッドを呼び出す。図２５−図２７に示す実施例では、リクエスタ１
１６は目的ドライブ４０２上でＷｒｉｔｅ＿Ｏｂｊｅｃｔメソッドを呼び出す。
それは図２６に矢符４２８でまた図２９にブロック４３０で示されている。この
メソッドを呼び出すために、リクエスタ１１６は例えば更新されるオブジェクト
を識別するオブジェクト識別子、パーティションＩＤ、オブジェクト内に書き込
まれるブロックの開始場所、オブジェクト内に書き込まれるいくつかのブロック
、オプション情報、および書き込まれるデータを与える。目的ドライブ４０２は
Ｗｒｉｔｅ＿Ｏｂｊｅｃｔメソッドのサービスには更新されるオブジェクトに関
連するパリティ情報の更新を含めなければならないことを知っている。目的ドラ
イブ４０２がそれを知っているのは非揮発性メモリ内にＤｅｆｉｎｅ＿Ｐａｒｉ
ｔｙ＿Ｇｒｏｕｐメソッドの実行中に与えられかつ発生される情報を格納してい
るためである。

【０１１５】 パリティ情報を更新するために、目的ドライブ４０２はいくつかのステップを
実施する。第１に、それは目的オブジェクト内の指定した場所から古いデータを
読み出し、その場所に書き込まれる新しいデータと共に、それをＸＯＲ回路４０
８へ与える。それは図２９にブロック４３２で示され図２６に矢符４３４，４３
６，４３８で示されている。

【０１１６】 次に、目的ドライブ４０２は古いデータを新しいデータでＸＯＲして中間パリ
ティ情報を得る。それは図２９にブロック４４０で示されている。目的ドライブ
４０２は図２６の出力４４２において中間パリティ情報を与える。次に、目的ド
ライブ４０２は目的オブジェクト４１０内の目的場所に新しいデータを書き込ん
で目的オブジェクトを更新する。それは図２９にブロック４４４で示されている
。

【０１１７】 次に、目的ドライブ４０２自体が更新されたばかりの目的オブジェクト４１０
に対応するパリティオブジェクトを識別するパリティドライブ４０４上でもう１
つのＷｒｉｔｅ＿Ｏｂｊｅｃｔメソッドを呼び出す。それは図２９にブロック４
４６で示され図２７に矢符４４８で示されている。目的ドライブ４０２はいくつ
かの方法でパリティオブジェクトに対する目的場所を計算することができる。例
えば、目的ドライブ４０２は書き込まれるブロック目的オブジェクトの相対セク
ターアドレスから場所を計算することができる。相対アドレスはパリティグルー
プ内のドライブ数で除算されてパリティドライブ４０４上のパリティオブジェク
ト内の相対アドレスを与える。パリティドライブアドレスはＤｅｆｉｎｅ＿Ｐａ
ｒｉｔｙ＿Ｇｒｏｕｐメソッド内で指定されたアルゴリズムにより決定される。
次に、目的ドライブ４０２はＷｒｉｔｅ＿Ｏｂｊｅｃｔメソッドを構成してそれ
をパリティドライブ４０４上で呼び出しパリティオブジェクト４１２およびその
オブジェクト内の適切な場所をこの相対アドレスを使用して識別する。

【０１１８】 例として、更新されるドライブ４０４上でパリティオブジェクト内の相対ブロ
ックを計算するために、目的ドライブ４０２は次式を使用することができる。

【数１】 Ｂ＝ＩＮＴ（Ｓ／Ｄ−１） 式１ ここに、Ｂはパリティオブジェクト内の相対ブロック、 Ｓは目的ドライブ４０２において書き込まれる相対セクターアドレス、 Ｄはパリティグループ内のドライブ数である。

【０１１９】 パリティドライブアドレスを計算するために、目的ドライブ４０２は次式を使
用することができる。

【数２】 Ｐ＝Ｍｏｄ（Ｓ／Ｄ−１） 式２ ここに、Ｐはパリティドライブのパリティグループ内のドライブのリスト内へ
の変位（Ｐの計算に使用するリストは目的ドライブ４０２のアドレスを除外しな
ければならない）。

【０１２０】 このＷｒｉｔｅ＿Ｏｂｊｅｃｔメソッドに応答して、パリティドライブ４０４
はコマンドをそのパリティオブジェクトへのライトとして認識してパリティ操作
を実施する。図２９にブロック４５０で示され図２７に矢符４５２で示されてい
るように、このような操作は古いパリティデータの読出しを含んでいる。次に、
パリティドライブ４０４は古いパリティ情報を目的ドライブ４０２からの中間パ
リティデータによりＸＯＲする。それは図２９にブロック４５４で示され図２７
に矢符４５６，４５８で示されている。排他的ＯＲ操作の結果はディスク１３２
のパリティオブジェクトに書き込まれる更新されたパリティ情報である。それは
図２９にブロック４６０で示され図２７に矢符４６２，４６４で示されている。
それでパリティオブジェクトの更新が完了する。

【０１２１】 図３０は１つのデータオブジェクト５００（図６に示されているような）の詳
細図である。本発明の１つの特徴に従って、データオブジェクト５００はいくつ
かの部分を含み、それには属性を含む部分５０２と、各々がそれぞれ関連するエ
ラー修正コード部５１０，５１２，５１４を有するいくつかのデータ部５０４，
５０６，５０８が含まれる。エラー修正コード部５１０，５１２，５１４は対応
するデータ部に隣接して図示されているが、ディスク上にこのように記録される
必要はなく、便宜上そのように示されている。したがって、一実施例では、オブ
ジェクト５００の各データ部（実際上恐らくは属性部も）が既知の方法でエラー
修正コード情報（ＥＣＣ）を発生するのに使用される。この情報は、対応するユ
ーザデータを読み戻す時に、ユーザデータがなんらかのエラーを含んでいるかど
うかを確認し、かつ（使用するコードに応じて）これらのエラーを捜し出して修
正するのに使用することができる。一実施例では、ＥＣＣ情報はリードソロモン
コードを使用して発生される。しかしながら、任意適切なコードを使用してＥＣ
Ｃ情報を発生することができる。

【０１２２】 従来のディスクドライブでは、セクターが読出し不能とされ、オペレーティン
グシステムにより特殊用途に使用されると、実質的に全体ディスクが読出し不能
とされることがある。例えば、マスターブートレコード、パーティションブート
レコード、ＦＡＴテーブル、もしくはルートディレクトリが読出し不能となると
、それにより本質的に全体ディスク内容が消失することがある。従来のオペレー
ティングシステムにはこのような重要なファイルシステム管理データの消失に直
面した時に読出し可能データを回復する能力がない。したがって、本発明の１つ
の特徴に従って、ディスクドライブ上のオブジェクト指向データ構成はディスク
ドライブに従来オペレーティングシステムの領域であった基本的ファイルシステ
ム構造を維持する責任をとらせる。本発明の１つの特徴に従って、重要なファイ
ルシステムデータの冗長コピーに各データブロック、すなわちデータ部、がその
関連するＥＣＣ部内に格納される。ＥＣＣ部はディスク上に既に格納されている
ことがあるため、ファイルシステム情報をデータオブジェクトのＥＣＣ部に埋め
込んでも性能やユーザ能力にインパクトを与えることはない。

【０１２３】 図３１はディスク上に情報を記録する前にファイルシステム情報がＥＣＣ情報
とどのように結合される、すなわち埋め込まれるかを示すブロック図である。図
３１および図３２も本発明の１つの特徴に従ってどのようにファイルシステム情
報を使用してファイルシステムデータを再構成するかを示している。図３１には
エンコーダ５１６、ＥＣＣ発生器５１８、排他的ＯＲ回路５２０、ディスク１３
２およびリード／ライト回路４０６、ＥＣＣ発生器５２２、デコーダ５２４、お
よび排他的ＯＲ回路５２６が示されている。エンコーダ５１６、ＥＣＣ発生器５
１８、排他的ＯＲ回路５２０、デコーダ５２４、ＥＣＣ発生器５２２および排他
的ＯＲ回路５２６は全てディスクドライブ上の制御要素１５０内に実現すること
ができ、あるいは別々に実現できることをお判り願いたい。

【０１２４】 ユーザデータが最初にホスト、リクエスタもしくはファイルサーバからエンコ
ーダ５１６へ与えられる。エンコーダ５１６は、典型的にはエラーレートを低減
するように実現される、所定のコーディングアルゴリズムに従ってデータを符号
化する。次に、符号化されたユーザデータはＥＣＣ発生器５１８へ与えられる。
ＥＣＣ発生器５１８は、既知の方法で、符号化されたユーザデータに基づいてＥ
ＣＣ情報を発生する。発生されるＥＣＣ情報は使用するエラー修正符号化方式の
特定のタイプによって決まる。次に、ＥＣＣ情報は排他的ＯＲ回路５２０へ与え
られる。入力５２１においてファイルシステムデータも排他的ＯＲ回路５２０へ
与えられる。図３１の実施例では、ファイルシステムデータはディスク１３２上
でユーザデータが書き込まれる場所を識別する場所情報である。例えば、前記し
たオブジェクト指向システムでは、場所情報はユーザデータが属するオブジェク
トを識別するオブジェクト識別子を含む。場所情報は識別されたオブジェクト内
の関連するデータ部の相対位置を識別する相対位置情報も含んでいる。したがっ
て、排他的ＯＲ回路５２０の出力は捜し出した情報が埋め込まれている（すなわ
ちシードされている）ＥＣＣ情報を与える。この情報はエンコーダ５１６から与
えられる符号化したユーザデータを含むデータ部に対する関連するＥＣＣ部とし
てリード／ライト回路４０６へ与えられディスク１３２に書き込まれる。

【０１２５】 ディスク１３２から情報を読み戻す時は（正規のリード操作を遂行するため）
制御要素１５０は予期した場所情報を排他的ＯＲ回路に与えてその情報をＥＣＣ
情報（埋め込んだ場所情報を含む）と排他的ＯＲすることによりＲｅａｄ＿Ｏｂ
ｊｅｃｔ機能を実行する。排他的ＯＲ回路の出力からは読み出されるユーザデー
タに関連するＥＣＣ情報が得られる。この情報はＥＣＣ発生器へ与えられ、それ
は符号化したユーザデータ内になんらかのエラーが発生しているかどうかを確認
する。発生していなければ、符号化したユーザデータはデコーダへ与えられそこ
でエラーフリー情報がリクエスタすなわちユーザへ与えられる。エラーが発生し
ておれば、制御要素１５０は使用する特定のエラー符号化方式に応じてエラーの
識別および修正を試みることができる。あるいは、制御要素１５０は単にデータ
が１つ以上の修正不能エラーを含むことを示すエラーフラグを与えることができ
る。

【０１２６】 しかしながら、システム情報（図示する例では、場所情報）が消失されている
場合には、制御要素１５０は異なる方法で動作する。制御要素１５０によりディ
スク１３２上のデータが読み出される。それは図３２にブロック５２８で示され
ている。符号化したユーザがデコーダ５２４およびＥＣＣ発生器５２２へ与えら
れる。ＥＣＣ発生器５２２，５１８は適切な多重化回路を有する同じ発生器とす
ることができることをお判り願いたい。しかしながら、判り易くするために、図
１には別々の要素として示されている。

【０１２７】 図３２のブロック５３０に示すように、ＥＣＣ発生器５２２は符号化したユー
ザデータに基づいてＥＣＣ情報を発生する。この情報は排他的ＯＲ回路５２６へ
与えられる。ＥＣＣ情報（埋め込んだ場所情報を含む）はディスク１３２からも
読み出されて排他的ＯＲ回路５２６へ与えられる。それはブロック５３２に示さ
れている。ＥＣＣ発生器５２２と同様に、排他的ＯＲ回路５２６は適切な多重化
回路を有し排他的ＯＲ回路５２０と同じとすることができる。しかしながら、判
り易くするために、２つの回路は別々に示されている。

【０１２８】 ＥＣＣ発生器５２２から与えられるＥＣＣ情報を埋め込んだ場所情報を含むＥ
ＣＣ情報と排他的ＯＲすることにより、排他的ＯＲ回路５２６の両方の入力のＥ
ＣＣ情報が互いにキャンセルされて、単に場所情報の出力となる。それはブロッ
ク５３４に示されている。この情報をデコーダ５２４から出力されるユーザデー
タと共に使用して消失されているファイルシステム情報を再構成することができ
る。それはブロック５３６，５３８に示されている。例えば、ディスクから検索
した場所情報を使用してオブジェクトディレクトリを再構成して、やはりディス
クから読み出されたユーザデータと関連づけることができる。

【０１２９】 本発明のもう１つの特徴に従って、ＥＣＣ発生器５１８により発生されたＥＣ
Ｃ情報を擬似ランダム（もしくは擬似ノイズ）発生器を利用してランダム化する
ことができる。図３３はこのような実施例を示すブロック図である。図３３に示
すいくつかのアイテムは図３１に示すものと同様であり、同じ番号とされている
。図３３に示すブロック図は図３１に示すものと実質的に同様に動作する。しか
しながら、排他的ＯＲ回路５２０の入力５２１に単に場所情報を与えるのではな
く、場所情報は擬似ノイズ（ＰＮ）発生器５４０により発生される乱数をシード
するのに使用される。したがって、場所情報はＰＮ発生器５４０の入力５４２に
おいて与えられる。シード値に基づいて、ＰＮ発生器５４０はＸＯＲ回路５２１
へ与えられる出力を発生し、それはＥＣＣ発生器５１８から与えられるＥＣＣ情
報と排他的ＯＲされ、確認する符号化したユーザデータと共にディスク１３２上
に記録される。

【０１３０】 ファイルシステム情報（例えば、場所情報）を再構成するために符号化したユ
ーザデータがディスク１３２から読み出されてＥＣＣ発生器５２２に与えられそ
れはＥＣＣ情報を発生して排他的ＯＲ回路５２６へ与える。埋め込んだ擬似ラン
ダム値を含むＥＣＣ情報もディスク１３２から読み出されて排他的ＯＲ回路５２
６へ与えられる。排他的ＯＲ回路５２６の出力は場所情報によりシードされてい
るランダム値を生じる。それは逆ＰＮ発生器５４４へ与えられそれはＰＮ発生器
５４０から与えられるランダム化情報を逆にして、その出力５４６に、場所情報
シード値を与える。図３１に示す実施例と同様に、この情報はデコーダ５２４か
ら与えられる復号したユーザデータと共に使用して前に消失しているファイルシ
ステム構造情報を再構成することができる。

【０１３１】 ここに記載したＸＯＲゲート５２０，５２６はＸＯＲしたデータバイト内の個
別バイトに対するバイト幅ＸＯＲ回路として示されている。したがって、ＸＯＲ
回路は実際上８ビットバイトＸＯＲ機能を提供する８つの個別ＸＯＲゲートであ
る。さらに、ここに記載する本発明はＸＯＲゲート、任意適切なガロア体操作（
すなわち加算）、もしくは他の適切な操作に向けられているが、エラー修正およ
び検出コードの基礎となるフィールドも本発明の範囲内と考えられ、当業者なら
ば実現することができる。

【０１３２】 また、一実施例では、ＰＮ発生器５４０は１９９８年２月１０日に発行された
米国特許第５，７１７，５３５号に詳細に説明されている。この特許では発生器
は３３のレジスタセルを有し、入力および出力が論理ブロックに接続されている
。レジスタセルは１ビット幅でありデータバイトと同じクロックでクロックされ
ている。発生器はオブジェクト識別子および４バイト（３２ビット）長までの相
対場所情報を保持するのに十分ではあるが、４バイトよりも大きい場所情報や他
のファイルシステムを収容するために容易に拡張することができる。また、発生
器はゼロの値を有する場所情報がＰＮ発生器５４０の出力にオールゼロを発生し
ないように使用される余分なレジスタセルを含んで示されている。ＥＣＣ情報で
ファイルシステム情報をシードするためだけに使用される場合には、この余分な
セルをＰＮ発生器５４０内に含めなければならない理由はない。しかしながら、
ある理由のために（すなわち、エラートレランス）データをランダム化するのに
発生器５４０が使用される場合には、オールゼロ入力により非ゼロ出力が得られ
るように余分なセルを含めなければならない。データは８データビットごとに１
度（すなわち、各バイトごとに１度）のレートのクロックによりクロックされる
ように示されている。

【０１３３】 図示する例では、発生器５４０は式３および式４に従って動作する複数のフリ
ップフロップを含み、Ｂはフリップフロップの入力を表わしＡはフリップフロッ
プからの出力を表わす。

【数３】 Ｂ_I＝Ａ_I+8； 式３ Ｉ＝０から２４に対して２４；

【数４】 Ｂ_I＝Ａ_mＸＯＲＡ_M+13； 式４ Ｉ＝２５−３２に対して、Ｍ＝（Ｉ＋８）モジュロ３３

【０１３４】 発生器５４０は原始多項式Ｘ³³＋Ｘ¹³＋１に基づく２進帰還シフトレジスタと
等価として示されクロック当り８回シフトされる。レジスタセルの入力を駆動す
る論理ブロックはこれらの８シフトの結果を表わす。この類比から、発生器５４
０の出力において与えられるバイト系列は２³³−１バイトごとに繰り返すことは
明らかである。

【０１３５】 したがって、本発明は従来のシステムに優る著しい利点を提供する。本発明に
よりファイルシステム構造データのような重要なファイルシステム情報の消失に
直面した場合でもユーザデータを読み出すことができる。本発明はオブジェクト
のデータ部に対応するＥＣＣ情報内にファイルシステム情報（ファイルシステム
情報のような）を埋め込んでいる。次に、ディスク上のデータを読み出し埋め込
みプロセスを逆にするだけでファイルシステム情報を読み出すことができ、した
がってファイルシステム情報を再構成することができる。

【０１３６】 図３４−図３６は本発明のもう１つの特徴に従った代わりのライト操作を示し
、ドライブアレイはハイブリッドＲＡＩＤアーキテクチュアとして実現されてい
る。前記したように、ディスクドライブアレイ内に格納されたデータはディスク
ドライブ自体よりも遥かに貴重であることが多い。したがって、改変もしくはア
クセス不能となった時に１次データを再構成するために１次データの他に冗長す
なわちパリティデータを格納するための低廉なディスクの冗長アレイ（ＲＡＩＤ
）が設けられる。いくつかのタイプのＲＡＩＤシステムすなわちＲＡＩＤレベル
が知られている。

【０１３７】 第１レベルＲＡＩＤ（ＲＡＩＤレベル１）はミラーディスクドライブを提供す
ることを特徴としている。第１レベルのＲＡＩＤでは、アレイ内の全てのドライ
ブが複製される。したがって、１つのディスクドライブが故障した場合、その正
確な情報がもう１つのディスクドライブ上に鏡映されているため情報は消失され
ない。ハードウェアを二重化するためそれはディスクドライブアレイを実現する
ための非常に費用のかかるオプションである。

【０１３８】 第２レベルＲＡＩＤはエラー修正用ハミングコードを含んでいる。第２レベル
ＲＡＩＤでは、アレイのドライブにわたってデータがインターリーブされ単一エ
ラーを検出して修正するためのチェックドライブが付加される。それには少量の
データにしかリードが指示されない場合には、グループ内の各ビットインターリ
ーブドライブからの全セクターをさらに読み出さなければならないという欠点が
ある。また、単一ユニットの書込みにはやはりグループ内の全ドライブ上でのリ
ード−モディファイ−ライトサイクルが含まれる。

【０１３９】 第３レベルＲＡＩＤはドライブグループ当り単一チェックドライブを有するこ
とを特徴とする。第３レベルＲＡＩＤでは、エラー修正コード情報を格納するた
めに第２レベルＲＡＩＤ内で使用される余分なチェックドライブは省かれる。む
しろ、データがディスクアレイに格納されるため、データにＥＣＣ情報が付加さ
れる。また、アレイ内に格納されたデータに対応する冗長データを格納するため
に単一ディスクドライブが使用される。アレイから情報を読み出す時は、エラー
が生じているか、またどのドライブがエラーを含んでいるかを確認するためにＥ
ＣＣ情報が使用される。次に、残りの良好なドライブのパリティを計算して比較
しさらに完全なオリジナルデータグループについて計算され冗長すなわちパリテ
ィディスクドライブ上に格納されているパリティ情報とビットごとに比較するこ
とにより故障したドライブ上の情報が再構成される。

【０１４０】 第４レベルＲＡＩＤは独立したリードおよびライトを行うように構成されるこ
とを特徴とする。第２および第３レベルＲＡＩＤインプリメンテーションでは、
アレイ内に格納された情報はグループ内の全ドライブにわたって広められる。し
たがって、グループ内の１つのドライブに対する任意のリードもしくはライト操
作がグループ内の全ドライブをリードもしくはライトする必要がある。第４レベ
ルＲＡＩＤは任意所与の時点においてドライブグループ当り２つ以上のＩ／Ｏ操
作を行う能力を与えることにより小さい転送の性能を改善する。各データセクタ
ーはもはやいくつかのドライブにわたって広められることはない。アレイ内に格
納された各データセクターは単一ドライブ上に個別のユニットとして維持される
。アレイ内に格納された情報はデータディスク間でビットレベルではなくセクタ
ーレベルでインターリーブされる。

【０１４１】 第５レベルＲＡＩＤでは、パリティもしくは冗長データだけでなくアレイに格
納されるデータもグループ内の全ドライブにわたって広められる。したがって、
単一チェックドライブはない。第４レベルＲＡＩＤでは任意所与の時間にグルー
プ当り２つ以上のリードを実施することが許されたが、各ライトがチェックドラ
イブにアクセスする必要があるためやはりグループ当り１つのライトに制限され
る。第５レベルＲＡＩＤはチェックドライブを含む全ドライブにわたってセクタ
ー当りデータおよびチェック情報を分布する。したがって、第５レベルＲＡＩＤ
はグループ当り多数の個別ライト操作をサポートすることができる。各逐次場所
に対するチェック情報はグループ内の異なるドライブ上にあるため、所与の時間
に任意１つのドライブを逐次アクセスする必要がなくそのためライト操作を並列
に実施することができる。

【０１４２】 さまざまなレベルのＲＡＩＤシステム間のいくつかの主要な違いについて概要
を述べてきたが、パターソン、ギブソン、およびカッツの論文“Ａ ＣＡＳＥ
ＦＯＲ ＲＥＤＵＮＤＡＮＴ ＡＲＲＡＹＳ ＯＦ ＩＮＥＸＰＥＮＳＩＶＥ
ＤＩＳＣＳ（ＲＡＩＤ）”にこれらの違いの詳細が例と一緒に記載されている。

【０１４３】 ＲＡＩＤ３およびＲＡＩＤ４および５タイプシステム間の特有の違いにより、
さまざまなシステムがさまざまなニーズに特に良く適している。ＲＡＩＤ３シス
テムは典型的に高いデータ転送レートを示す必要があるアレイシステムに特に適
しており、そこで優れた性能を示す。一方、ＲＡＩＤ４および５システムは典型
的に高集合入出力（Ｉ／Ｏ）応用で使用されるディスクアレイ内で優れた性能を
示す。このようなインプリメンテーションはビジネス応用や多くのＵＮＩＸユー
ザでよくみかける。

【０１４４】 ＲＡＩＤレベル５はトランザクション応用に対して最も広く使用されるが、Ｒ
ＡＩＤ１システムほどの信頼性はない。特に、ＲＡＩＤ５システムはディスクス
ペースを最も効率的に使用ししたがってハードウェアの投資が少なくて済むため
評判がよい。しかしながら、消失した１次データの量がＲＡＩＤ５システム内の
冗長データに基づいてデータを回復する能力を超える場合には、１次データを再
構成することができない。そのため、ＲＡＩＤ５システムは完全なデータ消失を
被り易い。

【０１４５】 対照的に、ＲＡＩＤ１システムはもう１つのドライブ上に１次データが完全に
複写されるため（すなわち、データが鏡映される）、完全なデータ消失を被りに
くい。したがって、１次データのいずれかもしくは全部が消失される場合には、
ミラーデータを使用して１次データを完全に再構成することができる。しかしな
がら、ＲＡＩＤ１システムはディスクドライブを完全に複写する必要があるため
手がでないコストとなることがある。

【０１４６】 本発明のハイブリッドデータ再構成システムはＲＡＩＤ５システムのコスト上
の利点とＲＡＩＤ１システムの性能上の利点の両方を提供する。ハイブリッドイ
ンプリメンテーションはユーザにとって重要であることが確認されたデータには
ＲＡＩＤ１システムを適用し、他の重要ではないデータには他のＲＡＩＤ技術、
例えばＲＡＩＤ５、を適用することにより遂行される。以下の説明はハイブリッ
ドＲＡＩＤ１／ＲＡＩＤ５アーキテクチュアとしての本発明の実施例を示すもの
であるが、当業者ならばＲＡＩＤ１アーキテクチュアとＲＡＩＤ２，ＲＡＩＤ３
もしくはＲＡＩＤ４アーキテクチュア等の任意の２つの冗長方式を組み合わせて
同様な利点が得られることがお判りであろう。判り易さと説明の目的だけで、以
下の説明はハイブリッドＲＡＩＤ１／ＲＡＩＤ５技術に絞る。

【０１４７】 ユーザにとって最も重要なデータは最も頻繁にアクセスされるデータであるこ
とが多いため、重要データを識別する効率的技術は高頻度データを識別すること
である。高頻度データとはディスクドライブ上で他のデータよりも著しく余計に
アクセスされるデータのことである。当業者ならば本発明のハイブリッドＲＡＩ
Ｄ技術はブロックデータシステムとオブジェクト指向データシステムの両方に応
用できることがお判りであろう。

【０１４８】 最重要データはどれだけ頻繁にデータがアクセスされるかに無関係にユーザが
指示することもできる。例えば、ユーザはあるファイル名、あるファイルタイプ
、あるディレクトリ、もしくはそれらの組合せを重要データとして指示すること
ができる。このデータには重要データをブロック指向データで使用されるブロッ
クアドレス、あるいはオブジェクト指向データで使用されるオブジェクトタイプ
もしくはオブジェクト属性と相関させることによりフラグを付すことができる。

【０１４９】 重要データがどれだけ頻繁にデータがアクセスされるかの関数として識別され
る場合には、ドライブコントローラ１４８、もしくはディスクドライブアレイコ
ントローラ６０２、もしくはコンピュータシステムの他の適切な部分を使用して
データブロックもしくはデータオブジェクトがアクセスされる回数を自動的にロ
グすることができる。このようにして、各データブロックもしくはデータオブジ
ェクトがアクセスされる回数を集めて好ましくは非揮発性メモリにログインする
ことができる。このヒスとグラフィックデータを使用して、前記アクセスされる
データブロックもしくはデータオブジェクト、例えば、閾値頻度（すなわち、閾
値アクセス回数よりも上）がＲＡＩＤ１技術を使用して格納される（すなわち、
鏡映される）。閾値頻度以下でアクセスされる他の全データがＲＡＩＤ２，３，
４もしくは５技術を使用して格納される。したがって、重要データはもう１つの
ディスクドライブ上に完全に鏡映されるため完全消失を被りにくい。逆に、非重
要データはよりスペース効率的ＲＡＩＤ技術、実施例ではＲＡＩＤ５技術、を使
用してバックアップされる。これは重要データがユーザにより割り付けられるフ
ラグにより識別されるかあるいはドライブコントローラ１４８やアレイコントロ
ーラ６０２で検出される高頻度用途により識別されるかに当てはまる。

【０１５０】 図３４は本発明の１つの特徴に従ってハイブリッドデータ格納および再構成を
実現するディスクドライブアレイ６００のブロック図を示す。ディスクドライブ
アレイ６００はディスクドライブ６０４，６０６，６０８，６１０，６１２のア
レイに接続されたアレイコントローラ６０２を含んでいる。各ドライブはドライ
ブコントローラ１４８（図３４には図示せず）を含むように示されている。図１
および図２５に示すように、アレイコントローラ６０２はインターコネクト１２
２にも接続されている。図示する特定の実施例では、各ディスクドライブ６０４
，６０６，６０８，６１０，６１２は重要データ部６１４、非重要データ部６１
６、ミラー場所６１８およびパリティ場所６２０を含んでいる。

【０１５１】 ミラー場所６１８に割り付けられるスペースは好ましくは重要データ６１４に
比例する。同様に、各ディスク上のパリティ場所６２０に与えられるスペースは
好ましくは非重要データ６１６により占有されるスペースに対応するパリティデ
ータに比例する。しかしながら、当業者ならばミラー場所６１８およびパリティ
場所６２０に割り付けられるスペースは特定の応用に対してユーザが所望する性
能と経済とのバランスに応じて修正できることがお判りであろう。しかしながら
、実施例では、重要データ６１４は比較的少量のディスクスペースしか占有せず
（例えば、９ＧＢドライブの２０ＭＢ）対応するミラー場所６１８は比例的に少
量のディスクスペースしか占有しない。したがって、各ディスク上のミラー場所
６１８に対して使用されるディスクスペースの全体量は比較的小さく、ディスク
スペースと性能との間の妥協は実質がない。

【０１５２】 図３４は１次データ、ミラーデータおよびパリティデータがグループ内の全ド
ライブ６０４，６０６，６０８，６１０，６１２にわたって分布されるハイブリ
ッドＲＡＩＤ１／ＲＡＩＤ５ドライブアレイ６００を示す。したがって、ドライ
ブ６０４はドライブ６０６内の重要データに対するミラーデータを保持する。ド
ライブ６０４はドライブ６０６内の非重要データに対するパリティデータも含ん
でいる。図示するように同様な関係がドライブ６０６／６０８，６０８／６１０
，６１０／６１２，６１２／６０４間にも存在する。各ドライブ６０４，６０６
，６０８，６１０，６１２はファイバチャネルインターフェイス等の適切なイン
ターフェイス、もしくは他のシリアルインターフェイスを介して互いに接続され
ている。

【０１５３】 個別のディスクドライブ６０４−６１２の構造および動作は図２６および図２
７に示すドライブと実質的に同じである。特に、ディスクドライブはＲＡＩＤレ
ベル５アーキテクチュアに関しては同じであるがＲＡＩＤレベル１アーキテクチ
ュアに関しては異なる。特に各ドライブ６０４−６１２内の各ディスクがパリテ
ィ場所６２０の他にミラー場所６１８を含み図２６および図２７に示すドライブ
はミラー場所を持たない。しかしながら、構造および動作はここに記載したこと
を除けば実質的に同じである。

【０１５４】 アレイコントローラ６０２は各ドライブ６０４−６１２にミラーデータもしく
はパリティデータとして新しいデータを書き込むよう命令するコマンド要素６２
４を含んでいる。コマンド要素６２４は重要データ検出器要素６２２から受信し
た出力に従ってドライブ６０４−６１２を命令する。重要データ検出器要素６２
２はユーザにより予め定められかあるいは高頻度データログ６２６により割り付
けられるフラグを着信する新しいデータについて走査する。フラグ（例えば、ブ
ロックアドレスあるいはオブジェクト属性）が重要データ検出器６２２により検
出されると、アレイコマンド要素６２４により新しいデータはその行き先に書き
込まれ場所６１８において鏡映される。フラグが検出されなければ、アレイコマ
ンド要素６２４により新しいデータはその行き先に書き込まれ関連するパリティ
情報がパリティ場所６２０に書き込まれる。

【０１５５】 高頻度データログ６２６は特定のデータブロックもしくはデータオブジェクト
がアクセスされる回数をログするために利用することができる。特定のデータブ
ロックもしくはデータオブジェクトがユーザが定めることができる閾値回数を超
えてアクセスされておれば、高頻度データログ６２６はそのデータブロックもし
くはデータオブジェクトを重要データ検出器６２２により検出される重要データ
として指示する。オブジェクト指向データが利用されかつ１つのオブジェクト属
性が既にアクセス頻度を含む場合には、高頻度データログ６２６を省くことがで
きる。さらに、重要データがアクセス頻度以外の何かの関数として指示される場
合には、データログ６２６を省くことができる。

【０１５６】 図３５および図３６は図３４に示すディスクアレイ６００のライト動作６３０
および６６０を示す。特に、図３５はブロック指向データに対するライト動作６
３０を示し図３６はオブジェクト指向データに対するライト動作６６０を示す。

【０１５７】 特に図３５に関して、ライト動作６３０はブロック６３４で開始するが、デー
タに付加もしくは予め付加されブロック６３２においてデータを重要データとし
て識別するフラグをユーザが予め指示することができる。限定はしないが、この
ようなフラグはデータに関連するブロックアドレスとすることができる。ユーザ
が重要データに対してフラグを予め指示する場合には、ブロック６３３に示すロ
グステップはスキップされる。フラグが予め指示されない場合には、ブロック６
３３に示すログステップによりライト動作６３０を開始することができる。

【０１５８】 フラグは予め指示されないと仮定すると、ブロック６３３に示すようにコント
ローラ６０２のコマンド要素６２４がログ６２６内の新しいデータのブロックア
ドレスを読み出してログする。ブロックアドレスがアクセスされる回数（すなわ
ち、頻度）が追跡されログ６２６内に記録される。アクセス回数（頻度）が閾値
を超える場合には、そのブロックは重要データとしてフラグを付される。

【０１５９】 新しいデータを受信すると、ブロック６３６に示すように、コントローラ６０
０はログ６２６を調べて新しいデータが仕向けられるブロックアドレスに重要で
あるとしてフラグが付されているかどうかを確認する。判断ブロック６３８に示
すようにフラグが検出されると、ブロック６４０に示すように新しいデータは重
要データとして処理されてその行き先およびミラー場所６１８に書き込まれる。
判断ブロック６３８に示すようにフラグが検出されなければ、ブロック６３９に
示すように要素６２４は頻度値を更新しブロック６４２−６５０に示すように、
ＲＡＩＤ５ルーチンが実行される。当業者ならば、限定はしないが、ＲＡＩＤ２
，３，４ルーチンを含む他の適切なＲＡＩＤもしくは他の冗長ルーチンを利用で
きることがお判りであろう。

【０１６０】 ＲＡＩＤ５ルーチンでは、目的場所の古いデータはブロック６４２に示すよう
に読み出される。パリティ場所の古いパリティデータもブロック６４４に示すよ
うに読み出される。ブロック６４６に示すように、目的場所の古いデータは新し
いデータにより排他的ＯＲされて中間パリティデータが得られる。ブロック６４
８に示すように、次に中間パリティデータは古いパリティデータにより排他的Ｏ
Ｒされて新しいパリティデータが得られる。ブロック６５０に示すように、新し
いパリティデータは次に関連するパリティ場所６２０に書き込まれる。判断ブロ
ック６３８に従ってＲＡＩＤ１ルーチンもしくはＲＡＩＤ５ルーチンが開始され
、ブロック６５２に示すように新しいデータが目的場所にも書き込まれる。目的
場所に新しいデータが書き込まれると、ブロック６５４に示すようにライト操作
６３０が完了する。

【０１６１】 次に、オブジェクト指向データに使用するライト操作６６０を示す図３６を参
照する。ライト操作６６０がブロック６６２で開始される。ブロックの重要性を
オブジェクトタイプに基づいて予め指示することができる。例えば、ディレクト
リ情報（ＰＯＬ１６６等）、もしくは記憶装置の構造やその上に格納されるデー
タ（ＤＣＯ１５４，ＤＡＯ１５８，ＰＣＯ１６４等）を定義する任意他のオブジ
ェクト、もしくはそれらの任意の組合せを常に鏡映することが望ましい。さらに
、ＯＩＤ、ファイル名、もしくは他の属性を使用して、ユーザもしくは他のエン
ティティがあるオブジェクトをオブジェクト−バイ−オブジェクトベースで重要
であると予め指示することができる。したがって、コマンド要素６２４はオブジ
ェクトを受信し調べて予め重要性が指示されているかを確認する。それはブロッ
ク６６４および６６６に示されている。実施例では、このような事前指示はコン
トローラ６０２内のメモリに格納される。判断ブロック６６８に示すように重要
性が検出されると、新しいデータがブロック６７０に示すようにミラー場所６１
８またブロック６８２に示すようにその行き先に書き込まれる。

【０１６２】 判断ブロック６６８に示すように予め指示した重要性が検出されなければ、要
素６２４は次にアクセスされるオブジェクトが重要であるかどうかをアクセスさ
れる頻度に基づいて確認する。要素６２４は実施例ではＯＩＤおよびアクセス頻
度を示す関連する頻度値を含む高頻度データログ６２６を調べることによりそれ
を行う。それはブロック６６９に示されている。頻度に基づいてオブジェクトが
重要であれば（その関連する頻度値が所定のあるいは適応的に調節された閾値を
超える）、ブロック６７０に示すように要素６２４はデータを鏡映する。

【０１６３】 頻度に基づいてオブジェクトが重要でなければ、要素６２４はＯＩＤをログ６
２６にログインし（それが新しいオブジェクトであれば）関連する頻度値を更新
する。それはブロック６７１に示されている。次に、ＲＡＩＤ２，３，４もしく
は５インプリメンテーションあるいは他の冗長方式に従ってデータが格納される
。

【０１６４】 ＲＡＩＤ５インプリメンテーションでは、ブロック６７２に示すように目的場
所において古いデータが読み出される。次に、ブロック６７４に示すようにパリ
ティ場所において古いパリティデータが読み出される。ブロック６７６に示すよ
うに、古いデータは目的場所において新しいデータと排他的ＯＲされて中間パリ
ティデータが得られる。ブロック６７８に示すように、中間パリティデータは古
いパリティデータと排他的ＯＲされて新しいパリティデータが得られる。ブロッ
ク６８０および図３４に示すように、新しいパリティデータはパリティ場所に書
き込まれる。いずれにせよ判断ブロック６６８において重要性が検出され、ブロ
ック６８２に示すように新しいデータが目的場所に書き込まれる。新しいデータ
が目的場所に書き込まれると、ブロック６８４に示すようにライト操作６６０が
完了する。

【０１６５】 また、図３５および図３６で述べたステップは１つ以上のいずれかのドライブ
６０４−６１２、実施例では目的ドライブ、に関連するドライブコントローラ１
４８上で実施することができ、次にデータが適切なドライブコントローラに伝達
されて適切なドライブ上に書き込まれることもお判り願いたい。その場合、ドラ
イブコントローラには要素６２２−６２６が設けられる。処理は図３５および図
３６に示すものと同じである。

【０１６６】 また、頻度値は生の数もしくはドライブ用途に基づいた変数として予め指示で
きることをお判り願いたい。例えば、閾値は合計ドライブアクセスのパーセンテ
ージとしてセットすることができアクセスごとに（すなわち、リードもしくはラ
イト操作ごとに）適応的に更新することができる。さらに、例えば、各オブジェ
クトタイプあるいはオブジェクトタイプグループに１つの、多数の閾値を使用す
ることができる。他の適応技術も使用することができる。閾値が適応的にセット
される場合には、各ブロックもしくはオブジェクトに対する頻度値をアクセスご
とに更新しなければならない。

【０１６７】 さらに、単純に直接符号化方式を使用して残りのデータを格納しながら冗長方
式を使用して重要データを格納することにより本発明の利点を得ることができる
。直接符号化方式とは、符号化されたデータが単純にディスクドライブ上に格納
され冗長データが付加されないことを意味する。したがって、重要データは任意
他の冗長方式に従って鏡映もしくは格納することができ、非重要データは符号化
形式で単一インスタンスとして単純に格納される。このような場合、再度図３４
に関して、非重要データ６１６はパリティ場所６２０に対応するパリティデータ
が格納されていない。したがって、図３４においてパリティ場所６２０として消
費されるスペースは付加重要データ、非重要データ、あるいは重要データに対応
する冗長データを格納するのに利用できる。同様に、直接符号化方式だけでなく
２つ以上の冗長方式を使用して本発明を実施することができる。その場合、非常
に重要な情報は高度冗長方式に従って格納することができ、適度に重要な情報は
より冗長性の低い冗長方式に従って格納することができ、非重要情報は直接符号
化方式に従って格納することができる。

【０１６８】 また、“アレイ”という用語は、異なる部屋、異なる建物、あるいは長距離れ
た場所等の地理的に互いに離れた場所に収容されたディスクドライブの集まりを
意味するつもりであることをお判り願いたい。

【０１６９】 前記したことからお判りのように、図３４に示すハイブリッドアレイアーキテ
クチュア６００に加えて、図３５および図３６に示すハイブリッドアクセス操作
６３０，６６０がＲＡＩＤ５システムのコスト上の利点およびＲＡＩＤ１システ
ムの信頼度面の利点を提供する。

【０１７０】 本発明の１つの実施例はディスクドライブアレイ６００であり、それは複数の
ディスクドライブ６０４−６１２およびそれに作動可能に接続された少なくとも
１つのコントローラ６０２を含み、第１の冗長方式に従ってディスクドライブ６
０４−６１２上にデータの第１の部分を受信して格納し第２の冗長方式に従って
ディスクドライブ上にデータの第２の部分を格納するように構成されている。第
１の冗長方式は好ましくは第２の冗長方式よりも高い冗長性を提供する。

【０１７１】 データの第１の部分はそれとは異なる冗長データを含みコントローラ６０２は
第１の冗長方式に従ってデータの第１の部分および冗長データをディスクドライ
ブ６０４−６１２上に格納するように構成されている。

【０１７２】 コントローラ６０２はデータの第２の部分を複数のディスクドライブの中の第
１のドライブもしくはドライブセット上に格納しデータの第１の部分を複数のデ
ィスクドライブ６０４−６１２の中の第２のドライブもしくはドライブセット上
に鏡映するように構成されている。

【０１７３】 データの第１の部分はそれよりもより頻繁にアクセスされるデータ、メタデー
タ等、を含んでいる。

【０１７４】 コントローラ６０２はデータの第１および第２の部分をオブジェクトとして構
造的配置内に格納するように構成することができデータの第１の部分は構造的配
置を示す情報を含む構造的オブジェクトを含むことができる。

【０１７５】 このような状況において、コントローラ６０２はオブジェクトをパーティショ
ン内に格納するように構成することができ構造的オブジェクトは装置制御オブジ
ェクト、装置連関オブジェクト、パーティション制御オブジェクト、もしくはパ
ーティションオブジェクトリストを含むことができる。

【０１７６】 データの第１および第２の部分は各々が属性を含むオブジェクトとして格納す
ることができ、データの第２の部分は属性を含んでいる。

【０１７７】 第１の冗長方式はＲＡＩＤレベル２，３，４もしくは５とすることができ第２
の冗長方式はＲＡＩＤレベル１とすることができる。

【０１７８】 コントローラ６０２はデータがどれだけ頻繁にアクセスされるかを確認するよ
うに構成することができどれだけ頻繁にアクセスされるかに基づいてデータを第
１および第２の部分へ分割する。

【０１７９】 このような状況において、コントローラ６０２は第１および第２のデータ部分
を関連するファイル名を有するオブジェクトとして格納するように構成すること
ができファイル名に基づいてデータがアクセスされる頻度を追跡することができ
る。

【０１８０】 あるいは、コントローラ６０２は第１および第２のデータ部分を、各々が関連
するオブジェクトタイプを有しオブジェクトタイプに基づいてデータを第１およ
び第２のデータ部分に分割するように構成された、オブジェクトとして格納する
ように構成することができる。

【０１８１】 データはユーザ入力に基づいて第１および第２のデータ部分に分割することが
できる。

【０１８２】 各ディスクドライブ６０４−６１２はドライブコントローラ１４８を含むこと
ができコントローラ６０２は１つ以上のドライブコントローラ１４８を含んでい
る。

【０１８３】 ホストコントローラをドライブコントローラ１４８に接続することができコン
トローラ６０２はホストコントローラとすることができる。

【０１８４】 本発明のもう１つの実施例では、ディスクドライブアレイ６００はディスクド
ライブ６０４−６１２のアレイ、およびディスクドライブ６０４−６１２間で選
択的にデータを鏡映するアレイコントローラ手段６０２を含んでいる。

【０１８５】 本発明のさらにもう１つの実施例では、ディスクドライブ内のディスク上にデ
ータを格納する方法は第１の冗長方式に従ってデータの第１の部分を格納し、第
１の冗長方式とは異なる第２の冗長方式に従ってデータの第２の部分を格納する
ことを含んでいる。

【０１８６】 この方法はユーザ入力に基づいて、例えばデータがアクセスされる頻度に基づ
いて、あるいはデータの内容に基づいてデータが第１の部分であるか第２の部分
であるかを確認することを含んでいる。

【０１８７】 本発明のさまざまな実施例の非常にたくさんの特徴および利点についてその構
造および機能の詳細と共に説明してきたが、この開示は単なる説明用であり詳細
、特に部品の構造および配列に関して、本発明の原理の範囲内で添付特許請求の
範囲が表現される用語の広範な一般的意味合いにより示される全範囲まで変更を
行うことができる。例えば、本発明の範囲および精神を逸脱することなく実質的
に同じ機能性を維持しながら使用する特定のインターフェイス方法、冗長方式も
しくはエラー検出やエラー修正方式に応じて特定の要素を変更することができる
。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の１つの特徴に従ったネットワーク付属記憶システムのブロック図であ
る。

【図２】 本発明の１つの特徴に従ったオブジェクトモデルである。

【図３−１】 記憶装置上のオブジェクトがリクエスタによりアクセスされる第１の構成のブ
ロック図である。

【図３−２】 記憶装置上のオブジェクトがリクエスタによりアクセスされる第２の構成のブ
ロック図である。

【図４】 本発明の１つの特徴に従ったディスクドライブの斜視図である。

【図５】 リクエスタによるオブジェクトのアクセスを示す機能的ブロック図である。

【図６】 本発明の１つの特徴に従って仕切られた記憶媒体の一部を示す図である。

【図７−１】 本発明の１つの特徴に従ったリクエスタによるオブジェクトのアクセスを示す
フロー図である。

【図７−２】 本発明の１つの特徴に従ったリクエスタによるオブジェクトのアクセスを示す
フロー図である。

【図８】 本発明の１つの特徴に従ったオブジェクトの生成を示すフロー図である。

【図９】 本発明の１つの特徴に従ってオブジェクトを開くおよび更新することを示すフ
ロー図である。

【図１０】 本発明の１つの特徴に従ったオブジェクトへの書込みを示すフロー図である。

【図１１】 本発明の１つの特徴に従ってリードオンリーの目的でオブジェクトを開くこと
を示すフロー図である。

【図１２】 本発明の１つの特徴に従ったオブジェクトの読出しを示すフロー図である。

【図１３】 本発明の１つの特徴に従ってオブジェクトを閉じることを示すフロー図である
。

【図１４】 本発明の１つの特徴に従ったオブジェクトの除去を示すフロー図である。

【図１５】 本発明の１つの特徴に従ったパーティションの生成を示すフロー図である。

【図１６】 本発明の１つの特徴に従ったパーティションの除去を示すフロー図である。

【図１７】 本発明の１つの特徴に従ったオブジェクトの輸出を示すフロー図である。

【図１８】 本発明の１つの特徴に従ってオブジェクト属性を得ることを示すフロー図であ
る。

【図１９】 本発明の１つの特徴に従ってオブジェクト属性をセットもしくは修正すること
を示すフロー図である。

【図２０】 本発明の１つの特徴に従ってロック属性を読み出すことを示すフロー図である
。

【図２１】 本発明の１つの特徴に従ってロック属性をセットすることを示すフロー図であ
る。

【図２２】 本発明の１つの特徴に従ってオブジェクトのロック属性をリセットすることを
示すフロー図である。

【図２３】 本発明の１つの特徴に従って装置連関を得ることを示すフロー図である。

【図２４】 本発明の１つの特徴に従って装置連関をセットすることを示すフロー図である
。

【図２５】 本発明の１つの特徴に従って実現されるディスクドライブアレイを示すブロッ
ク図である。

【図２６】 本発明の１つの特徴に従った目的ディスクドライブを示すブロック図である。

【図２７】 本発明の１つの特徴に従ったパリティディスクドライブを示すブロック図であ
る。

【図２８】 本発明の１つの特徴に従ったパリティグループの生成を示すブロック図である
。

【図２９】 本発明の１つの特徴に従ってパリティ情報が更新されるライト操作を示すフロ
ー図である。

【図３０】 本発明の１つの特徴に従ったデータ構造を示す図である。

【図３１】 本発明の１つの特徴に従って埋め込んだ場所情報を利用するディスクドライブ
のブロック図である。

【図３２】 図３１に示すシステムの操作を示すフロー図である。

【図３３】 本発明のもう１つの特徴に従って埋め込んだ場所情報を利用するデータ記憶装
置のもう１つの実施例を示すブロック図である。

【図３４】 本発明の１つの特徴に従ったハイブリッドデータ再構成システムを実現するデ
ィスクドライブアレイを示すブロック図である。

【図３５】 それぞれブロック指向データおよびオブジェクト指向データに対するハイブリ
ッドデータ再構成方法のライト操作を示すフロー図である。

【図３６】 それぞれブロック指向データおよびオブジェクト指向データに対するハイブリ
ッドデータ再構成方法のライト操作を示すフロー図である。

Claims (11)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ディスクドライブアレイであって、 複数のディスクドライブと、 複数のディスクドライブに作動可能に接続され、データを受信してその第１の
   部分を第１の冗長方式に従ってディスクドライブ上に格納しその第２の部分を第
   ２の冗長方式に従ってディスクドライブ上に格納するように構成された少なくと
   も１つのコントローラと、 を含むディスクドライブアレイ。
2. 【請求項２】 請求項１記載のディスクドライブアレイであって、第１の冗
   長方式は第２の冗長方式よりも高い冗長性を与えるディスクドライブアレイ。
3. 【請求項３】 請求項２記載のディスクドライブアレイであって、データの
   第１の部分はそれとは異なる冗長データを含みコントローラはデータの第１の部
   分および冗長データを第１の冗長方式に従ってディスクドライブ上に格納するよ
   うに構成されているディスクドライブアレイ。
4. 【請求項４】 請求項３記載のディスクドライブアレイであって、コントロ
   ーラはデータの第２の部分を複数のディスクドライブの第１のセット上に格納し
   てデータの第１の部分を複数のディスクドライブの第２のセット上に鏡映するよ
   うに構成されているディスクドライブアレイ。
5. 【請求項５】 請求項４記載のディスクドライブアレイであって、コントロ
   ーラはデータの第２の部分を複数のディスクドライブの中の第１のディスクドラ
   イブ上に格納してデータの第１の部分を複数のディスクドライブの中の第２のデ
   ィスクドライブ上に鏡映するように構成されているディスクドライブアレイ。
6. 【請求項６】 請求項２記載のディスクドライブアレイであって、データの
   第１の部分はデータの第２の部分よりも頻繁にアクセスされるデータを含むディ
   スクドライブアレイ。
7. 【請求項７】 請求項２記載のディスクドライブアレイであって、コントロ
   ーラはデータの第１および第２の部分をオブジェクトとして構造的配置内に格納
   しデータの第１の部分は構造的配置を示す情報を含む構造的オブジェクトを含む
   ディスクドライブアレイ。
8. 【請求項８】 請求項７記載のディスクドライブアレイであって、コントロ
   ーラはオブジェクトをパーティション内に格納するように構成されており構造的
   オブジェクトは装置制御オブジェクト、装置連関オブジェクト、パーティション
   制御オブジェクトおよびパーティションオブジェクトリストの中の１つを含むデ
   ィスクドライブアレイ。
9. 【請求項９】 請求項２記載のディスクドライブアレイであって、データの
   第１および第２の部分は各々が属性を含むオブジェクトとして格納され、データ
   の第２の部分は属性を含むディスクドライブアレイ。
10. 【請求項１０】 ディスクドライブ内でディスク上にデータを格納する方法
    であって、該方法は、 （ａ） 第１の冗長方式に従ってデータの第１の部分を格納するステップと、 （ｂ） 第１の冗長方式とは異なる第２の冗長方式に従ってデータの第２の部
    分を格納するステップと、 を含む方法。
11. 【請求項１１】 ディスクドライブアレイであって、 複数のディスクドライブと、 複数のディスクドライブに作動可能に接続され、データを受信してその第１の
    部分を第１の冗長方式に従ってディスクドライブ上に格納しその第２の部分を直
    接符号化方式に従ってディスクドライブ上に格納するように構成された少なくと
    も１つのコントローラと、 を含むディスクドライブアレイ。