JP2003345529A

JP2003345529A - 冗長データを持つ論理ディスクドライブの一貫性回復方法、そのためのプログラム及び論理ディスクドライブを制御するコントローラ

Info

Publication number: JP2003345529A
Application number: JP2002148802A
Authority: JP
Inventors: Kuniyasu Shimizu; 邦保清水
Original assignee: Toshiba Corp
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 2002-05-23
Filing date: 2002-05-23
Publication date: 2003-12-05

Abstract

(57)【要約】【課題】論理ディスクドライブの一部にデータと冗長デ
ータとの間に一貫性が損なわれている可能性があるにも
拘わらず、その位置が不明な場合に、システムを運用し
ながら上記一貫性が回復できるようにする。【解決手段】論理ディスクドライブを制御するコントロ
ーラは、当該論理ディスクドライブ上のデータと冗長デ
ータとの間に矛盾が発生している可能性があり、且つ矛
盾の発生している位置が特定できない場合、上記論理デ
ィスクドライブ全体の一貫性回復処理を起動する。コン
トローラは、一貫性回復処理中にホストからＩ／Ｏリク
エストが発行された場合、当該リクエストの指定する物
理ディスクドライブ上の領域が一貫性回復完了領域であ
るか判定し（Ｓ３１）、そうであるならば、当該リクエ
ストに従う処理を実行する（Ｓ３２）。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、冗長データを持つ
論理ディスクドライブの一貫性回復方法、そのためのプ
ログラム及び論理ディスクドライブを制御するコントロ
ーラに関する。

【０００２】

【従来の技術】従来から、冗長データを持つことによ
り、ディスク（ディスクドライブ）の耐障害性を実現す
る技術として、ＲＡＩＤ（Redundant Array of Inexpen
sive Disks，Redundant Array of Independent Disks）
技術が知られている。このＲＡＩＤ技術の中には、複数
の物理ディスク（物理ディスクドライブ）から構成され
る論理ディスク（論理ディスクドライブ）に冗長データ
を持つことで、１つ以上の物理ディスクに障害が発生し
て縮退状態になった場合でもデータへのアクセスを可能
とするものがある。この種のＲＡＩＤ技術として、ＲＡ
ＩＤレベル１（ミラーリング）、或いはＲＡＩＤレベル
５等が知られている。

【０００３】ＲＡＩＤレベル１（ミラーリング）では、
論理ディスクドライブ内にすべてのデータを２セット、
それぞれ異なる物理ディスクドライブ上に持つ構成が適
用される。この構成においては、１つの物理ディスクド
ライブがアクセス不能になった場合でも、その物理ディ
スクドライブとペアになっている別の物理ディスクドラ
イブ上のデータを読み書きすることにより、耐障害性を
実現している。

【０００４】一方、ＲＡＩＤレベル５では、パリティデ
ータを持つことで、１つの物理ディスクに障害が発生し
た場合でも、物理ディスクドライブ内の他の物理ディス
ク及びパリティデータから、障害が発生した物理ディス
ク上のデータを復元できるようにしている。

【０００５】ところで、冗長データを持つ論理ディスク
ドライブにデータの書き込み処理を行う場合、書き込む
データ及び冗長データの両方の書き込みが完了して、初
めて当該書き込み処理が完了する。もし、両データを書
き込んでいる途中で、電源の遮断等により、書き込みが
中断した場合、書き込むデータと冗長データとの間に矛
盾が生じる。このような状態で、システムの運用を継続
すると、不正なデータが読み出されるなどの原因で、当
該システムが正しく動作できない虞がある。

【０００６】ＲＡＩＤレベル１を例にとると、データの
書き込みが途中で中断された場合、ペアになっているデ
ータが異なる値になっている可能性がある。もし、この
データを読み出そうとした場合、ペアとなっているデー
タのどちらを読むかによって値が異なる。

【０００７】同様に、ＲＡＩＤレベル５を例にとると、
データの書き込みが途中で中断された場合、データとパ
リティ（パリティデータ）との間に矛盾が生じる。この
ため、物理ディスクが故障して縮退状態になった場合、
故障した物理ディスクドライブ上に存在したデータと、
パリティデータ及び故障しなかった残りの物理ディスク
ドライブ上のデータから復元されるデータとが異なる場
合がある。

【０００８】そこで、論理ディスクドライブ（ディスク
アレイ）を制御するコントローラ（ＲＡＩＤコントロー
ラ）は、不揮発性のメモリを備えているのが一般的であ
る。このコントローラにおいては、論理ディスクドライ
ブへの書き込み処理を行う前に、これから値を変更しよ
うとしている領域の情報が不揮発性メモリ上に登録され
る。この登録内容は、論理ディスクドライブへの書き込
み処理が正常に完了した後に削除される。これにより、
電源断などにより書き込み処理が中断された場合でも、
次回のシステム起動時に、その時点において不揮発性メ
モリに残されている登録情報に従って、当該登録情報の
示す領域のデータの一貫性を復元することにより、書き
込みデータと冗長データとの矛盾発生の問題の解決が可
能となる。ここで、「一貫性の復元」とは、例えばＲＡ
ＩＤレベル１であればペアとなったデータをどちらか一
方の値に合わせることであり、ＲＡＩＤレベル５であれ
ばパリティデータを再構成することである。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】ところが、上記した従
来技術における論理ディスクドライブの一貫性回復方法
では、書き込み処理が中断し、その後システムを起動し
た際に不揮発メモリに障害が発生していることが判明し
た場合には、一貫性の復元ができなくなる。もし、一貫
性が復元できないままシステムを運用すると、間違った
データが読み出される可能性がある。そのため従来は、
不揮発メモリに障害が発生した場合には、冗長性を持つ
論理ディスクドライブへのアクセス自体を禁止する必要
があった。

【００１０】本発明は上記事情を考慮してなされたもの
でその目的は、論理ディスクドライブの一部にデータと
冗長データとの間に一貫性が損なわれている可能性があ
るにも拘わらず、その位置が不明な場合に、システムを
運用しながら論理ディスクドライブ上のデータと冗長デ
ータとの一貫性が回復できる、冗長データを持つ論理デ
ィスクドライブの一貫性回復方法、そのためのプログラ
ム及び論理ディスクドライブを制御するコントローラを
提供することにある。

【００１１】

【課題を解決するための手段】本発明の１つの観点によ
れば、複数の物理ディスクドライブから構成され、冗長
データを持つことにより耐障害機能を実現した論理ディ
スクドライブ上のデータと冗長データとの間に矛盾が発
生している可能性があり、且つ矛盾の発生している位置
が特定できない場合に、冗長データを持つ論理ディスク
ドライブの一貫性を回復する方法が提供される。この方
法は、上記論理ディスクドライブ全体を対象に、当該論
理ディスクドライブ上の冗長データを再構成することに
より、当該論理ディスクドライブ上のデータと冗長デー
タとの間の一貫性を回復させるための一貫性回復処理を
実行するステップと、上記論理ディスクドライブ全体の
一貫性回復処理の間にホストから論理ディスクドライブ
を対象とするＩ／Ｏリクエストを受け取った場合、上記
論理ディスクドライブを構成する複数の物理ディスクド
ライブのうち、当該リクエストの指定する物理ディスク
ドライブ上の領域が上記一貫性回復処理を完了している
領域であるか否かを判定するステップと、上記Ｉ／Ｏリ
クエストの指定する物理ディスクドライブ上の領域が一
貫性回復処理を完了している領域である場合、当該リク
エストに従う処理を実行するステップとから構成され
る。

【００１２】このような構成においては、論理ディスク
ドライブ上の値を変更しようとしている領域の情報を登
録する不揮発性メモリが故障したなどの要因で、当該論
理ディスクドライブ上のデータと冗長データとの間に矛
盾が発生している位置が不明な場合でも、論理ディスク
ドライブ全体を対象とする一貫性回復処理により、その
矛盾を解消できる。しかも、一貫性回復処理中にホスト
からＩ／Ｏリクエストを受け取った場合、当該リクエス
トの指定する物理ディスクドライブ上の領域が一貫性回
復処理を完了している領域であるならば、当該リクエス
トを実行して、当該領域への正しいデータのアクセスが
可能となる。つまり、システムを正常に運用しながら論
理ディスクドライブ上のデータと冗長データとの一貫性
が回復できる。

【００１３】ここで、Ｉ／Ｏリクエストの指定する物理
ディスクドライブ上の領域が上記一貫性回復処理の未完
了領域である場合に、当該物理ディスクドライブ上の領
域のデータに関して、冗長データとの一貫性を回復させ
るように上記Ｉ／Ｏリクエストの指定する処理を実行す
るステップを追加するとよい。特に、Ｉ／Ｏリクエスト
がライトリクエストの場合に、上記冗長データとの一貫
性を回復させるようにＩ／Ｏリクエストの指定する処理
を実行するステップにおいて、当該リクエストの指定す
る物理ディスクドライブ上のライトすべき領域のデータ
に関して、冗長データとの一貫性を回復させるように、
当該リクエストを実行するとよい。また、Ｉ／Ｏリクエ
ストがリードリクエストの場合には、当該リクエストの
指定する物理ディスクドライブ上のリードすべき領域の
データに関して、冗長データとの一貫性を回復させるス
テップと、当該リクエストを実行するステップとを実行
するとよい。このようにすると、Ｉ／Ｏリクエストの指
定する物理ディスクドライブ上の領域が一貫性回復処理
の未完了領域であっても、当該リクエストを実行でき
る。

【００１４】また、Ｉ／Ｏリクエストの指定する物理デ
ィスクドライブ上の領域が一貫性回復処理の未完了領域
であっても、現在一貫性回復処理中の領域と重複する場
合には、当該重複する領域の一貫性回復処理が完了した
後に、上記Ｉ／Ｏリクエストに従う処理が実行される構
成とするならば、同一領域に対して２回一貫性回復処理
が行われるのを防止して、一貫性回復処理のオーバヘッ
ドを小さくすることができる。

【００１５】また、Ｉ／Ｏリクエストの指定する物理デ
ィスクドライブ上の領域が一貫性回復処理の未完了領域
で、且つ現在一貫性回復処理中の領域と重複する場合
に、当該物理ディスクドライブ上の領域のうち重複して
いない領域のデータに関しては、冗長データとの一貫性
を回復させるように上記Ｉ／Ｏリクエストの指定する処
理を実行し、残りの重複している領域に関しては、上記
一貫性回復処理の完了を待って当該Ｉ／Ｏリクエストに
従う処理を実行するようにしてもよい。このようにする
と、一貫性回復処理のオーバヘッドを比較的小さくしな
がら、Ｉ／Ｏリクエストを速やかに実行できる。

【００１６】なお、以上の方法に係る発明は、当該方法
で適用される処理手順をコンピュータ（論理ディスクド
ライブを制御するコントローラ）に実行させるためのプ
ログラム、または当該方法を適用する装置（論理ディス
クドライブを制御するコントローラ）に係る発明として
も成立する。

【００１７】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につき
図面を参照して説明する。図１は本発明の一実施形態に
係る論理ディスクドライブを備えた計算機システムの構
成を示すブロック図である。

【００１８】図１において、論理ディスクドライブ１０
は、複数の物理ディスクドライブ、例えば３台のハード
ディスクドライブ（以下、ＨＤＤと称する）１１-0〜１
１-2から構成される。論理ディスクドライブ１０は、例
えばＲＡＩＤレベル５のディスクアレイとして用いられ
るものとする。この論理ディスクドライブ１０を構成す
るＨＤＤ１１-0〜１１-2は、それぞれデータブロックの
サイズ（ブロックサイズ）の整数倍であるストライプユ
ニットと呼ばれる予め決められた単位で書き込みを行
う。ＨＤＤ１１-0〜１１-2内の物理的に同じ位置のスト
ライプユニットは１つのストライプ（物理ストライプ）
を構成する。１ストライプを構成するデータブロック
（つまり１ストライプ分のデータブロック）の数は、論
理ディスクドライブ１０を構成するＨＤＤ（物理ディス
クドライブ）の台数×１ストライプユニットのデータブ
ロック数で表される。論理ディスクドライブ１０を構成
するＨＤＤの数が３である本実施形態では、１ストライ
プはＨＤＤ１１-0〜１１-2に対応する３つのストライプ
ユニットから構成される。また、論理ディスクドライブ
１０がＲＡＩＤレベル５で用いられる本実施形態では、
図２に示すように、ＨＤＤ１１-0〜１１-2に対応する３
つのストライプユニットのうちの２つがデータＤ１，Ｄ
２を格納するのに用いられ、残りの１つが冗長データと
してのパリティデータＰを格納するのに用いられる。こ
のパリティデータＰの格納に用いられるストライプユニ
ットは、ＨＤＤ１１-0→ＨＤＤ１１-1→ＨＤＤ１１-2→
ＨＤＤ１１-0のように、１ストライプ単位で順次切り替
えられる。

【００１９】再び図１を参照すると、論理ディスクドラ
イブ１０はインタフェースバスとしての例えばＳＣＳＩ
（Small Computer System Interface）バス１２により
ＲＡＩＤカード２０と接続されている。

【００２０】ＲＡＩＤカード２０は、論理ディスクドラ
イブ１０を利用するホスト（ホスト計算機）３０に装着
して使用される。ＲＡＩＤカード２０には、論理ディス
クドライブ１０を制御するＲＡＩＤコントローラ２１が
設けられている。なお、ＲＡＩＤカード２０に搭載され
るバッテリは省略されている。ＲＡＩＤコントローラ２
１はホスト３０と接続されており、当該ホスト３０から
のリードリクエストまたはライトリクエストに応じて、
論理ディスクドライブ１０をアクセスする。

【００２１】ＲＡＩＤコントローラ２１は、ＲＯＭ２１
１とマイクロプロセッサ２１２と不揮発性メモリ２１３
とキャッシュメモリ２１４とを含んでいる。ＲＯＭ２１
１には、マイクロプロセッサ２１２が実行する制御プロ
グラムが予め格納されている。この制御プログラムは、
論理ディスクドライブ１０上のデータと冗長データ（パ
リティデータ）との間に矛盾が発生している可能性があ
り、且つ矛盾の発生している位置が特定できない場合
に、論理ディスクドライブ１０全体に冗長データを再構
成するための制御（一貫性回復処理）をマイクロプロセ
ッサ２１２に実行させるための処理手順を含んでいる。
また、上記制御プログラムは、一貫性回復処理の実行中
に、ホスト３０からライトリクエストが要求された場合
に、当該ライトリクエストの指定する書き込み領域のデ
ータに関して冗長データとの一貫性を復元するように、
当該リクエストを処理する手順を含んでいる。

【００２２】マイクロプロセッサ２１１は、ＲＯＭ２１
２に格納されている制御プログラムに従って論理ディス
クドライブ１０へのアクセス等を制御すると共に、不揮
発性メモリ２１３及びキャッシュメモリ２１４を管理す
る。不揮発性メモリ２１３は、論理ディスクドライブ１
０に対するライトリクエスト処理の開始に際し、これか
ら値を変更しようとしている領域を示す情報を登録する
のに用いられる。不揮発性メモリ２１３に登録された情
報は、当該情報の示す物理ディスク内領域へのライト完
了時に抹消される。キャッシュメモリ２１４は、ホスト
３０と論理ディスクドライブ１０との間で入出力される
データを一時保持するのに用いられる。

【００２３】次に、図１の計算機システムの起動時にお
けるＲＡＩＤコントローラ２１の動作を図３のフローチ
ャートを参照して説明する。まずＲＡＩＤコントローラ
２１（内のマイクロプロセッサ２１２）は、システム起
動時に、ＲＯＭ２１１に格納されている制御プログラム
に従い、不揮発性メモリ２１３の状態をチェックし、当
該不揮発性メモリ２１３が故障しているか否かを判定す
る（ステップＳ１，Ｓ２）。もし、不揮発性メモリ２１
３が正常であるならば、ＲＡＩＤコントローラ２１は、
その時点において不揮発性メモリ２１３に登録されてい
る情報に従う一貫性回復処理を起動する（ステップＳ
３）。

【００２４】ここで、不揮発性メモリ２１３への情報登
録と、その登録情報に従う一貫性回復処理について簡単
に説明する。まずＲＡＩＤコントローラ２１は、論理デ
ィスクドライブ１０を対象とするライトリクエストをホ
スト３０から受け取った場合、当該ライトリクエストの
処理を開始する前に、これから値を変更しようとしてい
るＨＤＤ（物理ディスクドライブ）上の領域を示す情報
を不揮発性メモリ２１３に登録する。そしてＲＡＩＤコ
ントローラ２１は、当該ＨＤＤ上の領域へのライト完了
時に不揮発性メモリ２１３上の該当する登録情報を抹消
する。

【００２５】もし、ＨＤＤ（物理ディスクドライブ）へ
のライトが電源断などの原因により途中で中断された場
合、不揮発性メモリ２１３に残されている登録情報の示
す領域に関して、データとパリティデータ（冗長デー
タ）との間に矛盾がある可能性がある。このことは、不
揮発性メモリ２１３に、上記領域を示す情報が抹消され
ずに残っていることから識別できる。そこで、次にシス
テムの電源が復旧した際に、不揮発性メモリ２１３に残
されている登録情報に従って、当該情報の示す領域に関
して、データとパリティデータ（冗長データ）との間の
矛盾を解決して一貫性を回復する処理（ステップＳ３）
を実行すればよい。

【００２６】しかし、不揮発性メモリ２１３の登録情報
に従う一貫性回復処理を実行しようとした際に、当該不
揮発性メモリ２１３に障害が発生していたなどの原因で
一貫性のない領域の判定が不可能な場合には、当該一貫
性回復処理を実行できない。そこで本実施形態では、シ
ステム起動時に、不揮発性メモリ２１３の障害が検出さ
れた場合（ステップＳ２）、ＲＡＩＤコントローラ２１
は、図４に示すように、論理ディスクドライブ１０全体
を対象に、例えば先頭ストライプ（ストライプ０）から
順に最終ストライプまで、ストライプ単位で一貫性を回
復する処理を起動するようにしている（ステップＳ
４）。

【００２７】ところが、論理ディスクドライブ１０全体
の一貫性回復処理が完了するまでには、当該論理ディス
クドライブ１０の記憶容量にもよるが、数分から数時間
の時間を要する。この場合、一貫性回復処理が完了する
までシステムの起動を待たせるのは問題がある。そこで
本実施形態では、一貫性回復処理を起動し、その処理を
継続しながら、システムを起動し、運用を開始する。つ
まり、一貫性回復処理中もホスト３０からのリクエスト
処理を実行することで、一貫性回復処理を実施しつつシ
ステム起動及び運用を可能にしている。そのため本実施
形態では、論理ディスクドライブ１０上の領域を、図５
に示すように、一貫性回復済の領域と一貫性未回復の領
域とに分けて管理している。そして、詳細を後述するよ
うに、ホスト３０からのリクエストで指定された領域が
一貫性回復済であるか否か、更には一貫性回復処理中の
領域と重複しているか否かに応じて、適切な処理を実行
している。

【００２８】ここで、論理ディスクドライブ１０全体を
対象とする一貫性回復処理について、図６及び図７のフ
ローチャートを参照して説明する。まずＲＡＩＤコント
ローラ２１（内のマイクロプロセッサ２１２）は、処理
の対象となるストライプを指定するストライプ番号ｓｔ
を例えば初期値０に設定する（ステップＳ１１）。そし
てＲＡＩＤコントローラ２１は、ストライプ番号がｓｔ
のストライプ、即ちストライプｓｔの一貫性回復処理
（ステップＳ１２）を、次のように実行する。

【００２９】まずＲＡＩＤコントローラ２１は、論理デ
ィスクドライブ１０のストライプｓｔを構成するＨＤＤ
１１-0〜１１-2の領域（ストライプユニット）のうち、
データ組（データペア）Ｄ１，Ｄ２が格納されている２
つのＨＤＤの領域から、当該データ組Ｄ１，Ｄ２を読み
出すためのリード処理を実行する（ステップＳ２１）。

【００３０】次にＲＡＩＤコントローラ２１は、読み出
したデータＤ１，Ｄ２に基づき冗長データを生成する
（ステップＳ２２）。ここでは、冗長データとして、デ
ータＤ１，Ｄ２の排他的論理和をとることにより、パリ
ティデータＰを生成する。このパリティデータの生成
は、マイクロプロセッサ２１２の排他的論理和演算処理
によっても、或いは排他的論理和（ＥＸＯＲ）回路によ
っても行うことができる。ＲＡＩＤコントローラ２１
は、生成されたパリティデータを、ストライプｓｔを構
成するＨＤＤ１１-0〜１１-2の領域（ストライプユニッ
ト）のうち、データＤ１，Ｄ２に対応する残りの１つの
ＨＤＤの領域（ストライプユニット）、つまりパリティ
データの領域に上書きする（ステップＳ２３）。これに
より、ストライプｓｔにおけるデータＤ１，Ｄ２とパリ
ティデータ（冗長データ）との一貫性（整合性）が回復
されたことになる。

【００３１】次に、論理ディスクドライブ１０全体を対
象とする一貫性回復処理中にホスト３０からＲＡＩＤコ
ントローラ２１に対してリードリクエストまたはライト
リクエスト、つまりＩ／Ｏ（入出力）リクエストが発行
されて、当該ＲＡＩＤコントローラ２１で受け付けられ
た場合の動作について、図８のフローチャートを参照し
て説明する。

【００３２】まずＲＡＩＤコントローラ２１（内のマイ
クロプロセッサ２１２）は、論理ディスクドライブ１０
を構成するＨＤＤ１１-0〜１１-2のうち、ライトリクエ
ストで指定されたＨＤＤ上の領域が、既に一貫性回復処
理を完了している領域であるか否かを判定する（ステッ
プＳ３１）。

【００３３】もし、Ｉ／Ｏリクエストの指定する領域の
一貫性回復処理が完了しているならば、ＲＡＩＤコント
ローラ２１は通常のＩ／Ｏリクエスト処理を行う（ステ
ップＳ３２）。つまりＲＡＩＤコントローラ２１は、Ｉ
／Ｏリクエストがライトリクエストであるならば、通常
のライトリクエスト処理（ライト処理）を行い、リード
リクエストであるならば、通常のリードリクエスト処理
（リード処理）を行う。

【００３４】そこで、Ｉ／Ｏリクエストがライトリクエ
ストである場合の通常のＩ／Ｏリクエスト処理（ステッ
プＳ３２）、つまり通常のライト処理について、図１１
（ａ）のフローチャートを参照して説明する。

【００３５】まずＲＡＩＤコントローラ２１は、論理デ
ィスクドライブ１０を構成するＨＤＤ１１-0〜１１-2の
うち、ライトリクエストで指定されたＨＤＤ上の領域
（ライトすべき領域）のデータ（旧データ）と当該デー
タと対応する別のＨＤＤ上のパリティデータ（旧パリテ
ィデータ）とを読み出す（ステップＳ６１）。

【００３６】次にＲＡＩＤコントローラ２１は、旧パリ
ティデータと旧データとライトリクエストで指定された
ライトすべきデータ（新データ）とに基づき、冗長デー
タとしての新たなパリティデータを生成する（ステップ
Ｓ６２）。ここでは、旧パリティデータと旧データと新
データとの排他的論理和をとることにより、新パリティ
データが生成される。ＲＡＩＤコントローラ２１は、論
理ディスクドライブ１０上の旧データと旧パリティデー
タとを、それぞれ新データと新パリティデータとに更新
する（ステップＳ６３）。

【００３７】なお、新パリティデータを生成する手順
は、上記の例に限るものではない。そこで、上記の例と
異なる新パリティデータの生成手順を適用する通常のラ
イト処理について、図１１（ｂ）のフローチャートを参
照して説明する。

【００３８】まずＲＡＩＤコントローラ２１は、論理デ
ィスクドライブ１０を構成するＨＤＤ１１-0〜１１-2の
うち、ライトリクエストで指定されたＨＤＤ上の領域
（ライトすべき領域）と組をなす別（非ライト側）のＨ
ＤＤ上の領域からデータを読み出す（ステップＳ７
１）。

【００３９】次にＲＡＩＤコントローラ２１は、ステッ
プＳ７１で読み出されたデータ、つまりライトすべきデ
ータと組（ペア）をなすリードデータと当該ライトすべ
きデータとに基づき、例えば当該両データの排他的論理
和をとることで、パリティデータを生成する（ステップ
Ｓ７２）。ＲＡＩＤコントローラ２１は、ライトすべき
データをライトリクエストで指定されたＨＤＤ上の領域
に書き込むと共に、生成されたパリティデータを当該領
域に対応する別のＨＤＤ上のパリティデータ領域に書き
込む（ステップＳ７３）。

【００４０】次に、Ｉ／Ｏリクエストがリードリクエス
トである場合の通常のＩ／Ｏリクエスト処理（ステップ
Ｓ３２）、つまり通常のリード処理について説明する。
まずＲＡＩＤコントローラ２１は、論理ディスクドライ
ブ１０を構成するＨＤＤ１１-0〜１１-2のうち、リード
リクエストで指定されたＨＤＤ上の領域からデータを読
み出す。そしてＲＡＩＤコントローラ２１は、読み出し
たデータをキャッシュメモリ２１４に格納すると共にホ
スト３０に転送する。

【００４１】以上、一貫性回復処理が完了している領域
に対するＩ／Ｏリクエストを受け付けた場合に行われる
通常のＩ／Ｏリクエスト処理（ステップＳ３２）につい
て説明した。

【００４２】一方、一貫性回復処理が未完了の領域に対
するＩ／Ｏリクエストを受け付けた場合には、ＲＡＩＤ
コントローラ２１は当該リクエストの指定する領域が現
在一貫性回復処理中の領域と重複しているか否かを判定
する（ステップＳ３３）。もし、Ｉ／Ｏリクエストの指
定する領域が一貫性回復処理中の領域と重複しているな
らば、ＲＡＩＤコントローラ２１は当該重複している領
域の一貫性回復を待って（ステップＳ３４）、通常のＩ
／Ｏリクエスト処理を実行する（ステップＳ３２）。な
お、Ｉ／Ｏリクエストの指定する領域のうち、一貫性回
復処理中の領域と重複していない領域については、後述
する一貫性回復を伴うライト処理（Ｉ／Ｏリクエストが
ライトリクエストの場合）またはリード時の一貫性回復
処理（Ｉ／Ｏリクエストがリードリクエストの場合）を
実行し、重複している領域については、一貫性回復を待
って通常のＩ／Ｏリクエスト処理を実行するようにして
もよい。

【００４３】これに対し、Ｉ／Ｏリクエストの指定する
領域が一貫性回復処理中の領域と重複していないなら
ば、ＲＡＩＤコントローラ２１は、当該リクエストがリ
ードリクエストまたはライトリクエストのいずれである
かを判定する（ステップＳ３５）。

【００４４】もし、ライトリクエストであるならば、Ｒ
ＡＩＤコントローラ２１は、ＨＤＤ１１-0〜１１-2のう
ち、当該リクエストで指定されたＨＤＤ上の領域（ライ
トすべき領域）のデータに関し、対応するパリティデー
タとの一貫性を回復するように、ライト処理（ライトリ
クエスト処理）、つまり一貫性回復を伴うライト処理を
実行する（ステップＳ３６）。一方、リードリクエスト
であるならば、ＲＡＩＤコントローラ２１は、ＨＤＤ１
１-0〜１１-2のうち、当該リクエストで指定されたＨＤ
Ｄ上の領域（リードすべき領域）のデータに関し、対応
するパリティデータとの一貫性を回復する処理（リード
時の一貫性回復処理）を実行し（ステップＳ３７）、し
かる後に通常のリード処理を実行する（ステップＳ３
８）。

【００４５】ここで、上記一貫性回復を伴うライト処理
（ステップＳ３６）の詳細について、図９のフローチャ
ートを参照して説明する。まずＲＡＩＤコントローラ２
１は、論理ディスクドライブ１０を構成するＨＤＤ１１
-0〜１１-2のうち、ライトリクエストで指定されたＨＤ
Ｄ上の領域（ライトすべき領域）と組（ペア）をなす別
（非ライト側）のＨＤＤの領域からデータを読み出す
（ステップＳ４１）。

【００４６】次にＲＡＩＤコントローラ２１は、ステッ
プＳ４１で読み出されたデータ、つまりライトすべきデ
ータと組（ペア）をなすリードデータと当該ライトすべ
きデータとに基づき、例えば当該両データの排他的論理
和をとることで、パリティデータを生成する（ステップ
Ｓ４２）。ＲＡＩＤコントローラ２１は、ライトすべき
データをライトリクエストで指定されたＨＤＤ上の領域
に書き込むと共に、生成されたパリティデータを当該領
域に対応する別のＨＤＤ上のパリティデータ領域に書き
込む（ステップＳ４３）。この図９のフローチャートに
従う、一貫性回復を伴うライト処理の手順は、図１１
（ｂ）のフローチャートに従う通常のライト処理の手順
に一致する。しかし、一貫性回復を伴うライト処理に、
図１１（ａ）のフローチャートに従う通常のライト処理
の手順を適用することはできない。即ち、一貫性回復の
ためのパリティデータの生成に、ライトしようとするデ
ータと当該データがライトされるＨＤＤ上の領域に格納
されている古いデータと当該領域に対応するパリティデ
ータ領域に格納されている古いパリティデータとから新
しいパリティデータを生成することはできない。その理
由は、データがライトされるＨＤＤ上の領域に対応する
パリティデータ領域のデータ（旧パリティデータ）が、
そのパリティデータ領域に対応する他の全ＨＤＤ上の領
域の組（ペア）のデータから生成されるパリティデータ
と一致していない可能性があることによる。

【００４７】次に、上記リード時の一貫性回復処理（ス
テップＳ３７）の詳細について、図１０のフローチャー
トを参照して説明する。まずＲＡＩＤコントローラ２１
は、論理ディスクドライブ１０を構成するＨＤＤ１１-0
〜１１-2のうち、リードリクエストで指定されたＨＤＤ
上の領域のデータと、そのデータと組（ペア）をなす非
ライト側のＨＤＤの領域のデータとを読み出す（ステッ
プＳ５１）。読み出されたデータはキャッシュメモリ２
１４に一時格納される。

【００４８】次にＲＡＩＤコントローラ２１は、読み出
されたデータ組（ペア）に基づき、当該データ組の排他
的論理和をとることで、パリティデータを生成する（ス
テップＳ５２）。ＲＡＩＤコントローラ２１は、生成さ
れパリティデータを、リードリクエストで指定されたＨ
ＤＤ上の領域に対応する別のＨＤＤ上のパリティデータ
領域に書き込む（ステップＳ５３）。

【００４９】これにより、リード時の一貫性回復処理
（ステップＳ３７）が終了し、図８のフローチャートに
示したように、通常のリード処理（ステップＳ３８）が
実行される。このとき、リードリクエストで指定された
ＨＤＤ上の領域のデータが、先のリード時の一貫性回復
処理（ステップＳ３７）で既に読み出されて、キャッシ
ュメモリ２１４に格納されている。このため、通常のリ
ード処理（ステップＳ３８）では、リードリクエストで
指定されたＨＤＤ上の領域のデータを、キャッシュメモ
リ２１４から読み出すことができる。つまり、指定され
たＨＤＤ上の領域のデータを、当該ＨＤＤ上の領域にア
クセスすることなく取得できる。このＨＤＤ上の領域の
データはホスト３０に転送される。

【００５０】このように本実施形態においては、不揮発
性メモリ２１３が故障したために行われる論理ディスク
ドライブ１０全体を対象とする一貫性回復処理の間も、
ホスト３０から要求されたＩ／Ｏリクエストを実行する
こと、つまりシステム運用を継続することができる。そ
して、論理ディスクドライブ１０全体の一貫性回復処理
が完了した時点で、システムは通常通りのＩ／Ｏ処理に
戻ることができる。

【００５１】以上、論理ディスクドライブ１０がＲＡＩ
Ｄレベル５のディスクアレイとして用いられる本発明の
一実施形態について説明した。しかし、本発明は、論理
ディスクドライブ１０がＲＡＩＤレベル５以外のＲＡＩ
Ｄレベルのディスクアレイとして用いられる場合にも適
用可能である。

【００５２】そこで、論理ディスクドライブがＲＡＩＤ
レベル１のディスクアレイ、つまりミラーリングされた
２つのＨＤＤから構成されるディスクアレイとして用い
られる場合を例に、図６中のステップＳ１２（図７のフ
ローチャートの示す処理）に相当するストライプの一貫
性回復処理と、図８中のステップＳ３６（図９のフロー
チャートの示す処理）に相当する一貫性回復を伴うライ
ト処理とについて、順次説明する。ここでは便宜的に、
図１の計算機システムにおける論理ディスクドライブ１
０が、ミラーリングされた２つのＨＤＤ１１-0及び１１
-1から構成されるものとする。

【００５３】まず、ストライプの一貫性回復処理につい
て、図１２のフローチャートを参照して説明する。ＲＡ
ＩＤコントローラ２１は、論理ディスクドライブ１０の
ストライプｓｔを構成するＨＤＤ１１-0，１１-1の領域
（ストライプユニット）のうちの一方、例えばＨＤＤ１
１-0の領域からデータを読み出す（ステップＳ８１）。
次にＲＡＩＤコントローラ２１は、ＨＤＤ１１-0の領域
から読み出されたデータを、ＨＤＤ１１-0，１１-1の領
域のうちの他方、つまりＨＤＤ１１-1の領域に書き込む
（ステップＳ８２）。これにより、ストライプｓｔにお
けるＨＤＤ１１-0，１１-1の領域の一方のデータと他方
の冗長データとの一貫性（整合性）が回復されたことに
なる。なお、図８中のステップＳ３７（図１０のフロー
チャートに示す処理）に相当する、ＲＡＩＤレベル１に
おけるリード時の一貫性回復処理には、上記したストラ
イプの一貫性回復処理（図１２のフローチャート）と同
様の手順が用いられる。

【００５４】次に、一貫性回復を伴うライト処理につい
て、図１３のフローチャートを参照して説明する。ＲＡ
ＩＤコントローラ２１は、ミラーリングされたＨＤＤ１
１-0，１１-1のうちのライトリクエストで指定されたＨ
ＤＤの領域と、当該ＨＤＤの領域に対応する別のＨＤＤ
の領域とに、それぞれライトリクエストで指定されたデ
ータを書き込む（ステップＳ９１）。この一貫性回復を
伴うライト処理の内容は、通常のライト処理と同様であ
る。

【００５５】なお、本発明は、上記実施形態に限定され
るものではなく、実施段階ではその要旨を逸脱しない範
囲で種々に変形することが可能である。更に、上記実施
形態には種々の段階の発明が含まれており、開示される
複数の構成要件における適宜な組み合わせにより種々の
発明が抽出され得る。例えば、実施形態に示される全構
成要件から幾つかの構成要件が削除されても、発明が解
決しようとする課題の欄で述べた課題が解決でき、発明
の効果の欄で述べられている効果が得られる場合には、
この構成要件が削除された構成が発明として抽出され得
る。

【００５６】

【発明の効果】以上詳述したように本発明によれば、複
数の物理ディスクドライブから構成され、冗長データを
持つことにより耐障害機能を実現した論理ディスクドラ
イブ上のデータと冗長データとの間に矛盾が発生してい
る可能性があり、且つ矛盾の発生している位置が特定で
きない場合に、当該論理ディスクドライブを制御するコ
ントローラにより次のステップ、即ち、論理ディスクド
ライブ全体を対象に、当該論理ディスクドライブ上の冗
長データを再構成することにより、当該論理ディスクド
ライブ上のデータと冗長データとの間の一貫性を回復さ
せるための一貫性回復処理を実行するステップと、論理
ディスクドライブ全体の一貫性回復処理の間にホストか
ら論理ディスクドライブを対象とするＩ／Ｏリクエスト
を受け取った場合、当該論理ディスクドライブを構成す
る複数の物理ディスクドライブのうち、当該リクエスト
の指定する物理ディスクドライブ上の領域が一貫性回復
処理を完了している領域であるか否かを判定するステッ
プと、上記Ｉ／Ｏリクエストの指定する物理ディスクド
ライブ上の領域が一貫性回復処理を完了している領域で
ある場合、当該リクエストに従う処理を実行するステッ
プとが実行される構成とした。

【００５７】これにより本発明においては、データと冗
長データとの間に矛盾が発生している位置が不明な場合
でも、論理ディスクドライブ全体を対象とする一貫性回
復処理（冗長データ復元処理）により、その矛盾を解消
できる。しかも本発明においては、一貫性回復処理中で
も、ホストから指定されたＩ／Ｏリクエストを実行でき
る。つまり、システムを運用しながら論理ディスクドラ
イブ上のデータと冗長データとの一貫性が回復できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施形態に係る論理ディスクドライ
ブを備えた計算機システムの構成を示すブロック図。

【図２】図１中の論理ディスクドライブ１０がＲＡＩＤ
レベル５のディスクアレイとして用いられる場合の、冗
長データとしてのパリティデータＰを含むストライプと
当該ストライプを構成するストライプユニットとの関係
を説明するため図。

【図３】同実施形態における論理ディスクドライブ１０
全体の一貫性回復処理を含むシステム起動時の処理手順
を説明するためのフローチャート。

【図４】論理ディスクドライブ１０全体の一貫性回復処
理を説明するための図。

【図５】論理ディスクドライブ１０全体の一貫性回復処
理の期間に生じる一貫性回復済みの領域と一貫性未回復
の領域とを説明するため図。

【図６】図３中のステップＳ４の処理（論理ディスクド
ライブ全体の一貫性回復処理）の詳細な処理手順を示す
フローチャート。

【図７】図６中のステップＳ１２の処理（ストライプの
一貫性回復処理）の詳細な処理手順を示すフローチャー
ト。

【図８】ＲＡＩＤコントローラ２１によるＩ／Ｏリクエ
スト受付時の処理を説明するためのフローチャート。

【図９】図８中のステップ３６の処理（一貫性回復処理
を伴うライト処理）の詳細な処理手順を示すフローチャ
ート。

【図１０】図８中のステップ３７の処理（リード時の一
貫性回復処理）の詳細な処理手順を示すフローチャー
ト。

【図１１】通常のライト処理に適用可能な２種の処理手
順を示すフローチャート。

【図１２】図１中の論理ディスクドライブ１０がＲＡＩ
Ｄレベル１のディスクアレイとして用いられると仮定し
た場合の、図６中のステップＳ１２に相当するストライ
プの一貫性回復処理の処理手順を示すフローチャート。

【図１３】図１中の論理ディスクドライブ１０がＲＡＩ
Ｄレベル１のディスクアレイとして用いられると仮定し
た場合の、図８中のステップＳ３６に相当する一貫性回
復を伴うライト処理の処理手順を示すフローチャート。

【符号の説明】

１０…論理ディスクドライブ１１-0〜１１-2…ＨＤＤ（物理ディスクドライブ）２１…ＲＡＩＤコントローラ３０…ホスト（ホスト計算機）２１１…ＲＯＭ２１２…マイクロプロセッサ２１３…不揮発性メモリ２１４…キャッシュメモリ

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数の物理ディスクドライブから構成さ
れ、冗長データを持つことにより耐障害機能を実現した
論理ディスクドライブ上のデータと冗長データとの間に
矛盾が発生している可能性があり、且つ矛盾の発生して
いる位置が特定できない場合に、冗長データを持つ論理
ディスクドライブの一貫性を回復する方法であって、前記論理ディスクドライブ全体を対象に、当該論理ディ
スクドライブ上の冗長データを再構成することにより、
当該論理ディスクドライブ上のデータと冗長データとの
間の一貫性を回復させるための一貫性回復処理を実行す
るステップと、前記論理ディスクドライブ全体の一貫性回復処理の間に
ホストから前記論理ディスクドライブを対象とするＩ／
Ｏリクエストを受け取った場合、前記論理ディスクドラ
イブを構成する複数の物理ディスクドライブのうち、当
該リクエストの指定する物理ディスクドライブ上の領域
が前記一貫性回復処理を完了している領域であるか否か
を判定するステップと、前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する前記物理ディスクドラ
イブ上の領域が前記一貫性回復処理を完了している領域
である場合、当該リクエストに従う処理を実行するステ
ップとを具備することを特徴とする冗長データを持つ論
理ディスクドライブの一貫性回復方法。
【請求項２】前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する前記物
理ディスクドライブ上の領域が前記一貫性回復処理の未
完了領域である場合、当該物理ディスクドライブ上の領
域のデータに関して、冗長データとの一貫性を回復させ
るように前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する処理を実行す
るステップを更に具備することを特徴とする請求項１記
載の冗長データを持つ論理ディスクドライブの一貫性回
復方法。
【請求項３】前記Ｉ／Ｏリクエストがライトリクエス
トの場合、前記冗長データとの一貫性を回復させるよう
に前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する処理を実行するステ
ップでは、当該リクエストの指定する物理ディスクドラ
イブ上のライトすべき領域のデータに関して、冗長デー
タとの一貫性を回復させるように、当該リクエストを実
行することを特徴とする請求項２記載の冗長データを持
つ論理ディスクドライブの一貫性回復方法。
【請求項４】前記冗長データとの一貫性を回復させる
ように前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する処理を実行する
ステップは、前記Ｉ／Ｏリクエストがライトリクエスト
の場合、当該ライトリクエストの指定する物理ディスク
ドライブ上のライトすべき領域と組をなす、別の物理デ
ィスクドライブ上の領域からデータを読み出すステップ
と、前記読み出されたデータと前記ライトリクエストの
指定するライトすべきデータとから冗長データを生成す
るステップと、前記ライトすべきデータを前記ライトリ
クエストの指定するライトすべき領域に書き込むと共に
前記生成された冗長データを当該ライトすべき領域に対
応する物理ディスクドライブ上の冗長データ領域に書き
込むステップとを含むことを特徴とする請求項３記載の
冗長データを持つ論理ディスクドライブの一貫性回復方
法。
【請求項５】前記冗長データとの一貫性を回復させる
ように前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する処理を実行する
ステップは、前記Ｉ／Ｏリクエストがリードリクエスト
の場合、当該リクエストの指定する前記物理ディスクド
ライブ上のリードすべき領域のデータに関して、冗長デ
ータとの一貫性を回復させるステップと、当該リクエス
トを実行するステップとを含むことを特徴とする請求項
２記載の冗長データを持つ論理ディスクドライブの一貫
性回復方法。
【請求項６】前記Ｉ／Ｏリクエストがリードリクエス
トの場合に、前記冗長データとの一貫性を回復させるよ
うに前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する処理を実行するス
テップに含まれる前記冗長データとの一貫性を回復させ
るステップは、当該リクエストの指定する前記物理ディ
スクドライブ上のリードすべき領域のデータと、そのデ
ータと組をなす別の物理ディスク上の領域のデータとを
読み出すステップと、前記読み出されたデータの組から
冗長データを生成するステップと、前記生成された冗長
データを前記リードすべき領域に対応する物理ディスク
ドライブ上の冗長データ領域に書き込むステップとを含
むことを特徴とする請求項５記載の冗長データを持つ論
理ディスクドライブの一貫性回復方法。
【請求項７】前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する前記物
理ディスクドライブ上の領域が前記一貫性回復処理の未
完了領域である場合に、当該物理ディスクドライブ上の
領域が現在一貫性回復処理中の領域と重複するか否かを
判定するステップと、前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する前記物理ディスクドラ
イブ上の領域が前記一貫性回復処理の未完了領域で、且
つ現在一貫性回復処理中の領域と重複する場合には、当
該重複する領域の前記一貫性回復処理の完了を待つステ
ップとを更に具備し、前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する
前記物理ディスクドライブ上の領域が前記一貫性回復処
理の未完了領域でも、現在一貫性回復処理中の領域と重
複する場合には、当該重複する領域の一貫性回復処理が
完了した後に、前記Ｉ／Ｏリクエストに従う処理が実行
されることを特徴とする請求項２記載の冗長データを持
つ論理ディスクドライブの一貫性回復方法。
【請求項８】前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する前記物
理ディスクドライブ上の領域が前記一貫性回復処理の未
完了領域である場合に、当該物理ディスクドライブ上の
領域が現在一貫性回復処理中の領域と重複するか否かを
判定するステップと、前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する前記物理ディスクドラ
イブ上の領域が前記一貫性回復処理の未完了領域で、且
つ現在一貫性回復処理中の領域と重複する場合、当該物
理ディスクドライブ上の領域のうち重複していない領域
のデータに関しては、冗長データとの一貫性を回復させ
るように前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する処理を実行す
るステップと、残りの重複している領域に関しては、前記一貫性回復処
理の完了を待って前記Ｉ／Ｏリクエストに従う処理を実
行するステップとを更に具備することを特徴とする請求
項２記載の冗長データを持つ論理ディスクドライブの一
貫性回復方法。
【請求項９】複数の物理ディスクドライブから構成さ
れ、冗長データを持つことにより耐障害機能を実現した
論理ディスクドライブを制御するコントローラに、前記論理ディスクドライブ上のデータと冗長データとの
間に矛盾が発生している可能性があり、且つ矛盾の発生
している位置が特定できない場合に、前記論理ディスク
ドライブ全体を対象に、当該論理ディスクドライブ上の
冗長データを再構成することにより、当該論理ディスク
ドライブ上のデータと冗長データとの間の一貫性を回復
させるための一貫性回復処理を実行するステップと、前記論理ディスクドライブ全体の一貫性回復処理の間に
ホストから前記論理ディスクドライブを対象とするＩ／
Ｏリクエストを受け取った場合、前記論理ディスクドラ
イブを構成する複数の物理ディスクドライブのうち、当
該リクエストの指定する物理ディスクドライブ上の領域
が前記一貫性回復処理を完了している領域であるか否か
を判定するステップと、前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する前記物理ディスクドラ
イブ上の領域が前記一貫性回復処理を完了している領域
である場合、当該リクエストに従う処理を実行するステ
ップとを実行させるためのプログラム。
【請求項１０】複数の物理ディスクドライブから構成
され、冗長データを持つことにより耐障害機能を実現し
た論理ディスクドライブを制御するコントローラにおい
て、前記論理ディスクドライブ上のデータと冗長データとの
間に矛盾が発生している可能性があり、且つ矛盾の発生
している位置が特定できない場合に、前記論理ディスク
ドライブ全体を対象に、当該論理ディスクドライブ上の
冗長データを再構成することにより、当該論理ディスク
ドライブ上のデータと冗長データとの間の一貫性を回復
させるための一貫性回復処理を実行する手段と、前記論理ディスクドライブ全体の一貫性回復処理の間に
ホストから前記論理ディスクドライブを対象とするＩ／
Ｏリクエストを受け取った場合、前記論理ディスクドラ
イブを構成する複数の物理ディスクドライブのうち、当
該リクエストの指定する物理ディスクドライブ上の領域
が前記一貫性回復処理を完了している領域であるか否か
を判定する手段と、前記Ｉ／Ｏリクエストの指定する前記物理ディスクドラ
イブ上の領域が前記一貫性回復処理を完了している領域
であると前記判定手段により判定された場合、当該リク
エストに従う処理を実行する手段とを具備することを特
徴とする論理ディスクドライブを制御するコントロー
ラ。