JP2009093788A - コントローラ及び記憶装置 - Google Patents

Abstract

【課題】この発明はＲＡＩＤアレイのような大容量記憶装置サブシステムのための方法と装置を提供する。
【解決手段】この発明は、第１および第２の空洞を画定するハウジングを含み、前記第１空洞は、ＲＡＩＤコントローラのようなアレイコントローラを収容する。第２空洞は、３．５インチ規格に適合する実質的に通常のＩＤＥドライブを複数個収納する。このアレイは、ハウジングにより限定される極端に小さな空間内で、アレイコントローラとドライブの冷却を最大にするように構成される。
【選択図】図２

Description

本発明はディスクドライブに関し、特にＲＡＩＤアレイサブシステムおよびコントローラに関する。

ハードディスク記憶装置は、全てのパーソナルコンピュータおよびサーバ、また同様に多くの他の関連するタイプのシステムに普及するようになった。多くの例において、そうした記憶装置は、少なくとも複数のバックアップとバックアップとの間の時間のためのミッションクリテイカル（ｍｉｓｓｉｏｎ−ｃｒｉｔｉｃａｌ）情報の保管のみを行う。結果としてこれらの記憶装置は信頼性が高く、極度に高度なデータ保全を維持しなければならない。

データ破壊を保証するために、多くのタイプの記憶装置サブシステムが開発されてきたが、その中にはミラードドライブ（ｍｉｒｒｏｒｅｄ ｄｒｉｖｅ）、フェイルオーバ（ｆａｉｌｏｖｅｒ）システム、多重冗長ドライブサブシステムがある。その高い信頼性の故に特によく注目されてきた多重冗長サブシステムの一形式は、「安価なドライブの冗長アレイ」、すなわちＲＡＩＤサブシステムである。

一般にＲＡＩＤサブシステムはサーバその他のコンピュータシステム内に組み込まれてきた。一般に、ＲＡＩＤサブシステムは二つまたはそれ以上のディスクドライブ（一般的に同一容量で、しばしば同一タイプ）を含み、そして少なくともＲＡＩＤ構成のいくつかの形式において、各ドライブがサブシステム上に記憶されるデータの最初の部分のための一次記憶装置として働くように構成され、またこのデータの第二の部分のためのバックアップ記憶装置として働くように構成される。ＲＡＩＤシステムのための種々なバックアップスキームが開発されてきたが、その中にはＲＡＩＤ０、ＲＡＩＤ１、ＲＡＩＤ５がある。ＲＡＩＤ０においてはデータの冗長性が全く与えられず、ＲＡＩＤアレイの容量は単純に個々のドライブの容量の合計である。ＲＡＩＤ１においては、ミラードドライブ（ｍｉｒｒｏｒｅｄ ｄｒｉｖｅ）によく似た結合したドライブによってバックアップされる。ＲＡＩＤ１はほとんどの場合偶数のドライブで構成される。これに対してＲＡＩＤ５は、典型的に最少三つのドライブから始まる種々な数のドライブにより構成される（二つのドライブは単にＲＡＩＤ１に程度が下がるだけである）。５ディスクＲＡＩＤ５サブシステムにとって、各ドライブはその容量の８０％が一次記憶装置として働き、またその容量の２０％が二次メモリとして働く。結果として、そうしたアレイの記憶容量はドライブの容量の合計の８０％である。

一般に先行技術のＲＡＩＤサブシステムは、サーバの外部にあった。これはとりわけ、スペースと信頼性の問題を生じた。通常のサイズのＰＣケースは一般的にディスク記憶装置のために非常に限られた数のベイしか持たず、また通常のＲＡＩＤは利用可能なスペースに適合するにはあまりにも大きい。これはすでに混雑した領域内に特別な設置スペースを必要とし、また、ＲＡＩＤデバイスへのサーバまたは他のＰＣを接続するための外部ケーブルのためのスペースも必要とする。より一般的な外部装置の故障の原因の一つはケーブル故障であり、これは、しばしば人間がケーブルに衝突したり不適切に切断したりすることによる。

いくつかの例において、例えばＨＰネットサーバラインのいくつかのモデルにおいて、記憶装置のために特別のベイを供給する特大のケースが供給されてきた。例えば、ネットサーバＬＭ製品は、このサーバの拡張スロット内に挿入されるＲＡＩＤコントローラ付きの二倍幅ケースと、３．５インチ規格に合致するドライブのための八つのベイのスタックを有する。しかしながらこの解決方法は明らかに特定ベンダーの特定モデルのサーバを買うことを要しており、こうしてユーザのオプションを制限する。その上、このＲＡＩＤコントローラは、他の装置に使用できる拡張スロットを占有することとなる。先行技術のこれらの制約は、ＲＡＩＤサブシステムを既存のサーバ内に含めるというユーザの希望を、非常に限られたオプションとしてきた。

この発明の譲受人は、既存サーバ内にＲＡＩＤサブシステムを含ませる際にエンドユーザが直面する二律背反のいくつかの面を解決することを、これまでに試みてきた。たとえばアイワ／コア（ＡＩＷＡ／ｃｏｒｅ）のマイクロアレイは、５．２５インチ標準高さ規格内に収まるように構成された。これによりこのサブシステムは、大部分の既存のケース内に設置可能になり、先行技術における置き場所（ｆｏｏｔｐｒｉｎｔ）と外部接続の問題を避けることができた。このマイクロアレイ製品は、２．５インチ規格に合致する（最高５台までの）複数のＩＤＥディスクドライブを、このサブシステムへ挿入することを可能にする。このマイクロアレイ製品は、ＲＡＩＤコントローラと、ＩＤＥドライブをこのＲＡＩＤコントローラにインターフェイスしホストシステムへの外部ＳＣＳＩインターフェイスを供給するための関連電子製品とをその５．２５インチ規格内に有する。

このマイクロアレイ製品は既存の先行技術に勝る多くの利点を提供するが、いくつかの欠点も有する。一つの重大な欠点はそれが高価な２．５インチディスクドライブを必要とすることであり、この２．５インチディスクドライブは、一般的に３．５インチ規格に合致するドライブよりもはるかに容量が少なく信頼性が低いもので、一方同時にかなりコストが高くなる。これらの制限の故に、２．５インチドライブは典型的にラップトップアプリケーションのみにおいて市場を見出したが、一方大部分のデスクトップアプリケーションは３．５インチドライブを使用してきた。

その上、マイクロアレイ製品のＲＡＩＤコントローラは、今日他の装置において利用できるものに比較して、制限されたスループットしか提供されておらず、複雑で従って高価な設計となっている。このコントローラは実質的に従来の考えをインプリメントし、またアレイの中の各ドライブごとに独立のＩ／Ｏチャネルを提供する。これにより大きなスペースを必要とし、２．５インチ規格よりも大きいドライブの使用を妨げている。

結果として５．２５インチ標準高さのベイの従来のサーバケースに適合でき、同時にそのスペース内に統合されたコントローラを提供し、また低コストで大容量の３．５インチドライブの使用を可能にするＲＡＩＤサブシステムへの需要が存在してきた。

この発明は先行技術を大きく改良するＲＡＩＤサブシステムを記述するが、その改良点は、改良した容量、改良したスループット、より高い信頼性、より低いコストであって、また同時に単一の５．２５インチ標準高さのベイの中にフィットするものである。この発明のＲＡＩＤサブシステムは、ＥＩＤＥインターフェイスを使用する複数の３．５インチディスクドライブの使用を含み、また同時に望ましい高速のデータ転送速度を有するホストシステムへのウルトラＳＣＳＩインターフェイスを提供するものである。

前記の目的を達成するために、機械的および電気的なインターフェイスの注意深い管理が、アレイ中の個別のドライブとコントローラの間に、またサブシステムとホストの間に必要とされてきたが、これは厳しく制限されたスペース内で所望の性能を得るためである。その上サブシステム内で通風のために利用できる空間が非常に限られているので、注意深い熱管理が必要とされてきた。最後に前記要件が従来のコントローラ設計の使用を実質上不可能にしたので、この発明の一部分として高度に集積したＲＡＩＤコントローラが開発された。この発明のコントローラは追加的な特徴として、この発明のＲＡＩＤサブシステムの機械的な設計の外側の領域に大きな利点を提供する。

上記の機械的、電気的、熱的、諸問題に加えて、この発明はエンドユーザによるメンテナンスが容易にできることを目的としており、サブシステム内に統合されたドライブへエンドユーザが容易にアクセス可能とする付加的な要件が加わる。これはエンドユーザがサブシステムのフロントパネルを取り除いて、一つまたはそれ以上のドライブを取り除くことを可能にする。これは、１９９７年９月１６日に出願され、「ディスクドライブラッチ」と称し、この発明と同一の譲受人に譲渡され、本願に参考文献として組込まれた米国特許出願第０８／９３１７６６号に記述された方法である。同時に、各ドライブの動作についての情報に関しエンドユーザは、少なくともこのサブシステムフロントパネルにステータスとアクセスの情報が配信されることを強く希望する。ユーザにそうした情報を提供する最も信頼できる方法は、ＲＡＩＤコントローラが装着されるプリント基板にＬＥＤまたは他のディスプレイデバイスを集積することであるが、そうした設計を行えば、エンドユーザが少なくともそのプリント基板の端に触れるかもしれない。この結果として、アクセス中にエンドユーザがサブシステムの内部に適当な注意をしない場合、大量の静電気放電すなわちＥＳＤから、コントローラ基板を保護しなければならない。

前記のようにこの発明のコントローラに対しては、先行技術に一般に見出されない多数の設計上の制約がある。これらの中には、空間の制限があり、それは制御基板のための規格内で利用できる空間が、単純に従来のコントローラの設計の使用を許容しないことである。第二に規格により課される熱の要件が、従来のコントローラの設計を過剰な熱を生ずるものとして受け入れ不可能にしている。第三にコストの要件が、複数のコントローラの使用を望ましくないものにしている。

結果として、高度に集積されたＲＡＩＤコントローラが開発され、そこではＳＣＳＩホスト機能により使用される単一のＩ／Ｏチャネルが供給され、またアレイ内に含まれる複数のドライブと共にＤＭＡ機能が供給される。この単一のＩ／Ｏチャネルは、時間多重化されていて、これにより各ドライブが所定の限られた時間にコントローラへアクセスできるようになっており、またインターフェイスのＳＣＳＩホスト部分が、同様に所定の限られた時間にコントローラへアクセスできるようになっている。適当なクロック速度を使用することにより、この単一チップコントローラは、それに必要な諸機能の各々に対応すると同時に、必要なＤＭＡ機能を管理することができる。一つの実施例において、コントローラのエンジンは、在庫品のフィールドプログラムマブルゲートアレイ、すなわちＦＰＧＡで実施できるが、その設計はＡＳＩＣまたは他の類似の装置によっても実施できる。ここではこの発明のコントローラを内蔵ＲＡＩＤサブシステムに使用する例を示したが、内蔵および外部の両方のＲＡＩＤサブシステムへの適用、または全く外部のＲＡＩＤ環境への適用にまでこの設計はおよぶ。

その上、この発明のアレイは、アレイ内に維持されるディスクドライブのホットスワッピングを可能にする。ユーザがアクセス可能なドライブ特定スイッチにより、このシステムのファームウエアはドライブをパワーダウン可能である。それからこのドライブは除去されて、新たなドライブが設置される。それからファームウエアは自動的に新ドライブの設置を検知して、電力を再び印加すると共に、データと制御信号を再接続する。この技法は、ダウンタイムやデータの損失なしに遂行できるメンテナンスを可能にし、パワーサージを抑制し、静電気放電からの保護を行う。

この発明の、これらおよび他の特徴は、以下の「発明の実施の形態」を添付図面と共に参照することにより、一層良く理解されるであろう。

全体に図１ないし図８、特に図１と図２を参照すると、この発明のＲＡＩＤサブシステムが、より良く理解できる。後でより良く理解されるように、このサブシステムのトップカバー１２は、図１では除去されているが、図２に明示されている。複数の従来型ＩＤＥコンプライアントディスクドライブ１５Ａ、同１５Ｂ、同１５Ｃ（ＩＤＥはその一般的な範囲にＥＩＤＥとウルトラＤＭＡドライブを含む）は、その各々が受け入れられた３．５インチ規格に従っており、ケース２５内のフロントベゼル（ｂｅｚｅｌ）２０の後ろに装着されている。ケース２５は、ベゼル２０と共働して、ほぼ幅５．２５インチ、高さ３．２５インチとして一般に受け入れられている、５．２５インチ規格の標準の高さに一致する。ラッチ２２Ａは、ベゼル２０と一体に形成され、ケース２５内で受け皿２２Ｂと噛み合わされているが、このラッチ２２Ａは、ケース２５の内側に係合するベゼルの反対端の内側のＬ型ポスト（図示なし）と共働して、ベゼルがラッチから外れて、外へ開いてメンテナンスのために、取りはずされるようにする。規格の長さの制約はもっと緩いが、一般に８インチないし１０インチ程度である。内部の上板３０と内部の側壁３５が、ケース２５に固定されて、３．５インチドライブ１５Ａないし１５Ｃを装着するに適した第２空洞４０を画定する。上板３０と側壁３５はまた、第２空洞４０の左に、長く狭い第１空洞４５を囲むが、これについては後で詳述する。

各ドライブ１５Ａないし同１５Ｃは、Ｕ型ドライブブラケット５０（図８と図９に最も良く示されこれに関連して詳細に説明されている）内に装着され、Ｕ型ドライブバスケット５０は一組のレール５５Ａ−Ｂおよびドライブ拡張ボード６０を含んでなる。装着機構６５がレール５５Ａ−Ｂ上に装着され、この機構は１９９７年９月１６日に出願され「ディスクドライブラッチ」と題し本願に参考文献として組み入れられた米国特許出願第０８／９３１７６６号に記述されている。レール５５Ａ−Ｂは、装着プレート７５Ａ−Ｂ（図２と図４に最も良く出ている）に合わせて複数の溝７０内に、滑動可能にはめ込まれており、装着プレート７０Ａ−Ｂは、ケース２５の右側壁８０の内側と内部側壁３５の右面に取り付けられている。

ドライブ１５Ａないし同１５Ｃの各々に結合されたドライブ拡張ボード６０の後ろに位置しているのは、バックプレーン８５で、図６と図７に関連して以下に説明する。バックプレーン８５は、各ドライブ拡張ボード上でマッチングコネクタ９０Ａと噛み合わせるために、複数のコネクタ９０（図２と図７に特に示される）を有し、またケース２５の左側の下の第１空洞４５内に装着されるＲＡＩＤコントローラプリント基板１００を装着するために、コネクタ９５（図６と図７に最も良く出ている）を有する。バックプレーン８５とＲＡＩＤコントローラ基板１００を収納し、ファン１１０を支持するために、後ろカバープレート１０５がケース２５の後ろに取り付けられている。後ろカバープレート１０５は、バックプレーン８５の後ろに間隔をとって、プレナムチャンバー１１５を形成し、これによりケース２５により窮屈に配置されたＲＡＩＤコントローラ基板１００および複数のドライブ１５Ａ−Ｃをファンが効率的に冷却できるようにしている。上記の種々の素子の他の詳細は、他の図面に関連して以下に説明する。

続けて全体に図１ないし図８を参照し、また特に図３を参照すると、ディスクドライブ１５Ａ−Ｃの配置とバックプレーン８５に対するそれらの接続がより良く理解できる。ドライブ１５Ａ−Ｃ（ドライブ１５Ａのみが図３に示されている）はラッチ機構６５によりケース２５の中にラッチされ、ラッチ機構６５はドライブ拡張基板６０に取り付けられたコネクタ９０Ａをバックプレーン８５上のコネクタ９０と噛み合い接続させる。ドライブ拡張ボードがドライブ１５Ａの後ろにいくらか間隔をとっておかれ、これにより特に複数のドライブ１５Ａ−Ｃの長さのバラツキを許容し、また気流チェンバも形成している。同様にコネクタ９０と同９０Ａの空間もドライブ拡張ボード６０とバックプレーン８５の間に気流チェンバ１５０を形成する。ドライブ１５Ａが、フレキシブルリボンケーブル６０Ａにより、ドライブ拡張ボードに接続されているのがここに見えるが、図９には一層よく見える。リボンケーブル６０Ａは、ドライブ１５Ａに含まれるＩＤＥコネクタに接続し、また異なったタイプのドライブ上のコネクタの位置の僅かな変動を許容する。

バックプレーン８５は、（左で）装着ブラケットの上部および下部ペア１５５と、もう一つのペア１６０により、ケース２５に取り付けられる。例示的な実施例において、内側側壁３５と一体に形成された装着ブラケット１５５は、二重に曲げられている。装着ブラケット１６０は、側壁８０へ取り付けられている。多くの場合必要ないが、装着ブラケット１５５内のこの二重の曲げにより提供される弾性は、挿入および除去の処理によりドライブとバックプレーンに加えられる歪みの力を吸収するのを補助する。更に、装着ブラケットとバックプレーンの弾性は、リボンケーブル６０Ａと共に、ファンまたは他のドライブまたはシステム内の他のどこからかにより加えられる全ての振動から、ドライブを分離するのを補助すると考えられる。この組み合わせは、システムの信頼性を増し、ドライブの寿命を延ばすのを補助すると考えられる。少なくとも、いくつかの場合において、バックプレーン８５とドライブ拡張ボード６０の柔軟性は、リボンケーブル６０Ａと共に、適切な柔軟性を与えると共に分離を行うのに充分である。

プレナムチャンバー１１５もまた図３から理解され、ファン１１０の正面の減圧空間に見ることができる。プレナムチャンバー１１５は、第２空洞４０を通じてドライブ１５Ａ−Ｃの周りに引き込まれ、気流チェンバ１５０内に集められた空気と共に、第１空洞４５を通じてＲＡＩＤコントローラ基板１００を通過して引き込まれた空気を集める。バックプレーン８５と後部カバープレート１０５の間の間隔は、ファン１１０がＲＡＩＤアレイを通じて空気を引き込み、許容可能な温度範囲内にアレイを維持する効率を最適化するよう必要なだけ調節できる。

製造を容易にするために、ＲＡＩＤコントローラ基板は、第１空洞４５内に滑動可能に装着される。２組のガイド１６５は、上部壁３０に下向きに穴をあけて実質的にスロットを形成することにより、単一的に形成可能であり、ケース２５の底に形成された類似のスロット（図示なし）と組み合わせて、基板１００の上縁を第１空洞４５内の中心に位置させる。同様のガイド１７０もまた壁３０の正面に設けられる。

図４を参照すると、ドライブ１５Ａ−Ｃをスタックする配列が、第２空洞４０と第１空洞４５を通る空気流と同様により良く理解できる。図３では、上部カバーが示されていない。ＲＡＩＤコントローラ基板１００は、第１空洞４５の中央に配置され、基板のいずれの側からも空気流が通れる。その上、装着ブロック７５Ａ−Ｂとレール７０の間の間隙が、第２空洞４０内で、ドライブ１５Ａ−Ｃのいずれの側にも空気を通過させる。第２空洞４０と第１空洞４５を通る空気流に一致するように、ファン１１０とプレナムチャンバーのサイズを適当に定めることにより、これらのドライブとＲＡＩＤコントローラ基板は充分な冷却がなされて、長期連続運転を可能にする。より薄いドライブを使用して、図１１に関連して説明するＲＡＩＤコントローラに相応な変更を行えば、ドライブを追加し得る。

更に、リーフスプリング１７５が、第１空洞４５の正面に配置され、それにより基板１００を正しい位置へ付勢すると共に、アレイのメンテナンス中にユーザにより基板に印加されうる静電気電荷を放電すべく、基板１００のアースも行う。コンピュータシステム内の大部分のサブシステムと異なり、ＲＡＩＤコントローラ１００の前縁は、ベゼルをはずすだけで、コンピュータシステムのフロントパネルからユーザによりアクセス可能となる。結果として、ＥＳＤ用の接地に適当なパスが、基板１００の１方側の少なくとも一部分を導電物質でメッキして、そのメッキをリーフスプリング１７５を通じてケースに接続することにより提供される。このリーフスプリングは、一般的に、銅または他の適当なスプリング材料で形成し得る。少なくともいくつかの場合に、そうした他の材料の銅メッキが望ましい。基板１００のメッキは図１０Ａに最も良く示され、参照番号２８５でメッキが識別される。

更に図４に示されるのは、各ドライブの１組のＬＥＤ１８０Ａ−Ｂと、各ドライブの押しボタン１８５である。ＬＥＤ１８０Ａは典型的に、関連するドライブのステータスを示し、異なった動作状態を示すのに異なった色を用いる多色ＬＥＤである。ＬＥＤ１８０Ｂは一般的に、関連するドライブの活動を示す。押しボタン１８５は、ＲＡＩＤコントローラに、ユーザによる関連ドライブの切断指示信号を与える。押しボタン１８５を押すことにより、ＲＡＩＤコントローラは関連ドライブへの電力と信号パスを切断して、残りのアレイを動作し続けながら、そのドライブを安全に取りはずしできるようにする。ドライブが一旦アレイから電気的に切断されると、ラッチ６５により、このドライブが物理的に取りはずし可能状態となる。このドライブまたは他の同等なドライブが、それからラッチ６５を締めることによりアレイへ戻される。例示的な実施例において、バックプレーンコネクタ９０へドライブコネクタ９０Ａを挿入すると、アレイによりドライブの付加が検知される。しかしながら、いくつかの実施例においては、再び関連の押しボタンを押すことにより、新しいドライブの追加をアレイが検知するようにしてもよい。

次に図５を参照すると、このサブシステムの後部は上面半横向き透視図に見られ、冷却ファン１１０とホストを接続するための外部コネクタを、より良く理解できるようになっている。図３に関連して説明したように、冷却ファン１１０はバックプレーンの中央の背後に配置され、ファンからの受け入れがたい乱気流を充分に避け得るように間隔をあけてあり、ドライブとプリント基板を通る空気流の量を増加させ、従ってファンの効果を最大化している。ファン１１０の左に、９ピンＤシェルコネクタ２００が配置され、これはこの発明の譲り受け人により提供されるアレイビュー（Ａｒｒａｙ Ｖｉｅｗ）製品またはサブシステムのステータスをモニタするのに適した他の製品のようなモニタ装置に接続されて使用される。Ｄシェルコネクタ２００の下には、通常のパワーコネクタ２０５がある。Ｄ型コネクタ２００とパワーコネクタ２０５は、例示的な実施例において、バックプレーン８５に接続され、後部カバープレート１０５の開口を通じて延びている。ファンの右側に、シングルエンド超ワイドＳＣＳＩ標準に合致した高密度コネクタ２１０があり、これと共に、ユニットのＩＤの設定、種々の診断および他の通常の機能の遂行のためにふさわしいジャンパーブロック２１５がある。コネクタ２１０と２１５は、ＲＡＩＤコントローラ基板１００に取り付けられ、後部カバープレート１０５の開口を通して延びている。ＳＣＳＩコネクタ２１０は、ホストシステムへのインターフェイスを提供し、またこのサブシステム全体が、ホストシステム内のホストアダプタに対して単一のＳＣＳＩ装置に見える。他の実施例において、このサブシステムは、ディフアレンシャルＳＣＳＩ、ワイドＳＣＳＩ、または他のインターフェイスなどの異なったコネクタの異なったインターフェイス規格に準拠するようにして良い。

次に図６を参照すると、後ろカバープレート（ファンを含む）を除去した状態のアレイサブシステムの後立面図が示され、それによりバックプレーン８５のレイアウトが詳細に示されている。また図７を参照すると、前立面図にバックプレーン８５のレイアウトを示す。特に図６を参照すると、コネクタ２００と２０５がバックプレーン８５と一体に示され、デュアルコネクタ９５がバックプレーン８５をＲＡＩＤコントローラ基板１００に接続する方法も示されている。その上、多様なベントすなわちカットアウト２２５が、バックプレーン８５の周辺と内部の両方に存在して、プレナム（ｐｌｅｎｕｍ）チャンバー１１５への空気流を改善することが分かる。バックプレーンは孔２３０を貫通する４つのネジ（図示なし）により保持され、装着ブラケットの噛み合うペア１５５と１６０へ装着される。またバックプレーン８５の上にアラーム２３５があり、これはアレイのパフォーマンスをモニタする多様なセンサからの信号に応答する。例えば、これは、１つまたはそれ以上のドライブ温度センサ２４０、ファンセンサ２４５などを含み、実施例では、図７に示すように、バックプレーンの正面に装着される。更に、バックプレーンの正面に示されるコネクタ９０は、高サイクル低挿入力コネクタで、通常のＩＤＥバスとパワーの両方を、関連のドライブに供給する。それからドライブエクステンション６０はドライブへ適当な機械的インターフェイスを供給するが、これには通常のＩＤＥコネクタと通常のパワーコネクタによる。コネクタ９０へ接続するドライブ１５Ａ−Ｃの特有の順序は重要でないが、本例示的な実施例では、トップコネクタに結合されるドライブは、ドライブ０と指定され、ミドルコネクタはドライブ１と指定され、ボトムコネクタはドライブ２と指定される。

次に図８と図９を参照すると、単一のドライブ１５Ａをドライブブラケット５０にはめ込む方法がより良く理解できる。図１と図２に関連して前記したように、ドライブブラケット５０は一組のレール５５Ａ−Ｂと共にドライブ拡張ボード６０を有してなる。ドライブ１５は普通の機械ねじによりブラケット５０に取り付けられ、またケーブル６０Ａおよびバックプレーンコネクタ９０と共に通常のＡｍｐｈｅｎｏｌパワーコネクタ６０Ｂを通じてブラケットへ電気的に接続されている。またラッチ機構６５が示される。

次に図１０と図１１を参照すると、ＲＡＩＤコントローラ基板１００が見られる。ＲＡＩＤコントローラ基板１００は単一の両面プリント回路基板で、それは図１２からより良く理解される。図１０Ａに示される側はアウトボード（ｏｕｔｂｏａｒｄ）側であるが、こちらから見るとコネクタ２１０と同２１５は左端に見られる。ＲＡＩＤコントローラはＲＡＩＤエンジン集積回路２６０（これはフィールドプログラムマブルゲートアレイ、ＡＳＩＣ、または他の適当な実装であってもよい）を含み、これにより必要な待ち行列とＤＭＡの機能を遂行する。ＲＡＩＤエンジン２６０は、キャシュメモリ２６５（図１１）、ＲＡＩＤコントローラの動作を管理するためのＲＩＳＣ ＣＰＵ２７０、それに結合したＣＰＵメモリ２７５（両方とも図１１）、ホストインターフェイスを管理するためのＳＣＳＩプロセッサ２８０（図１０）と通信する。ＬＥＤ１８０Ａ−Ｂと押しボタン１８５が、前縁でＲＡＩＤコントローラボードに接続されるのが見え（図１１）、一方ボードの反対側に、導体ＥＳＤメッキ２８５（図３に関連して一般に議論される）が見える。本願に示されるＲＡＩＤコントローラボード１００の例示的な実施例は、バックプレーンをボード１００に接続できるようにするために一組のコネクタ２７５を含む。時間／日付チップ２９０と共に、図１２に関連して記述した通常の機能を遂行する種々の他のセンサと論理回路も供給され得る。メッキ２８５の配列から見て、特に図１０から分かることは、この発明のサブシステムのメンテナンスを行うユーザが、メンテナンス中に、静電気を放電して伝達し、結果としてＲＡＩＤコントローラを損傷するのを実質的に防止するようになっていることであり、それはメッキ２８５が上記のように接地面に直接接続されているからである。

次に図１２および図１３ないし図１６を参照すると、この発明の電気的動作がよりよく理解される。一般に、ＲＡＩＤサブシステムはホストから見ると、通常のＳＣＳＩコマンドに外部的に適合する単一ボリュームに見えるが、しかし内部的には完全にＲＡＩＤアレイとして動作する。このＲＡＩＤアレイの動作はＲＡＩＤコントローラにより制御され、一方ＲＡＩＤコントローラは、時分割多重と独立の３２ビットＤＭＡとＣＰＵソフトウエア処理メモリを使用することにより、エンジンのピーク速度において同時非競合アクティビティを可能にする。ＤＭＡすなわちキャシュメモリ２６５は、たとえば１ｘ３６メモリとして構成された４メガバイトであり、１６０ＭＢ／秒程度の帯域幅を有するシングルサイクルページ化ＥＤＯパイプラインを供給する。ＣＰＵメモリ２７５は、例示的な実施例では１ｘ３２で形成された４メガバイトとして構成され、８０ＭＢ／秒の帯域幅を有する２サイクルページ化ＥＤＯパイプラインを提供する。

ＣＰＵ２７０は、たとえば４０ＭＨＺで動作するＬＳＩ ＬＲ３３３１０−４０ ３２ビットＲＩＳＣプロセッサであり、埋め込みＲＡＩＤオペレーティングシステムを記憶するＦＬＡＳＨ ＲＯＭ３００と共働する。アーキテクチャの中心にＲＡＩＤ集積回路２６０があり、これはたとえばＡｌｔｅｒａフィールドプログラマブルゲートアレイ（ＦＰＧＡ）またはその均等物またはＡＳＩＣとして構成され、これは各ＤＭＡ Ｉ／Ｏチャネルのためにコマンド待ち行列の提供、種々のデータＩ／Ｏ待ち行列の管理、それに関連するキーバス上のバスアクティビティの管理を行い、システムの周辺機能をサポートする。ＦＰＧＡ２６０に関連する５つの主要なバスは次の通りである：４０ＭＢ／秒の１６ビットＳＣＳＩプロセッサバス３０５（典型的にウルトラＳＣＳＩ動作のために構成されているが他のＳＣＳＩプロトコルをサポートできる）；３．３３ＭＢ／秒の８ビットＳＣＳＩチップパイプライン化Ｉ／Ｏバス３１０；１６ＭＢ／秒の１６ビットＩＤＥドライブバス３１５；１６０ＭＢ／秒の３６ビットディスクキャッシュメモリ（ＤＣＭ）バス３２０；および８０ＭＢ／秒の３２ビットＣＰＵバス３２５である。ＦＰＧＡ２６０は、５つのバス全てが並列に動作できるように構成され、ＳＣＳＩプロセッサバス３０５、ＩＤバス３１５，およびＤＣＭバス３２５によりＲＡＩＤエンジン２６０へのアクセスを多重化するのに充分な速度で動作するＲＡＩＤエンジン２６０を有し、また定義されたサイクル内でＳＣＳＩプロセッサバス３０５とＩＤＥバス３１５の各々にワンタイムスロットをＤＣＭバス３２０のためにツータイムスロットを割り当てることにより、ＩＤＥバス３１５と、ＤＣＭバス３２０を有する。例示的な実施例において、１サイクル全体で１００ｎｓ程度であり、４つのタイムスロットは各々２５ｎｓを割り当てられる。ＲＡＩＤエンジン２６０のパフォーマンスの故に、このサブシステムの正味スループットは、主として以下の４つの要素に依存する：ＩＤＥドライブのパフォーマンス、一体型オペレーティングシステム内のＲＡＩＤ機能オーバーヘッド、ユーザのホストアダプタのパフォーマンス、ユーザホストアプリケーションのドライバオーバーヘッドである。

更に図１２を参照すると、システムの動作は実質的に次の通りである：電源投入すると、フラッシュＲＯＭ３００からＲＩＳＣプロセッサ２７０に関連するＣＰＵメモリ２７５へ、オペレーティングシステムをロードすることにより、システムは安定状態になる。初期化の後、ある時点で、読み取りまたは書き込みの要求を、ホストシステム３４０からホストＳＣＳＩバス３５０で受け取り、これが適当であれば、終端ブロック３５５により終結される。この要求はそれからＳＣＳＩプロセッサ２８０により処理され、ＳＣＳＩプロセッサ２８０は適当な信号をＲＡＩＤエンジン２６０へＩ／Ｏバス３１０上で送り、適当な確認信号を送り返される。それからこのデータは、ホストシステムによりＳＣＳＩ ＤＭＡバス３０５上で利用可能にされる。この時点で、ディスクキャッシュメモリ２６５は空である。この要求が情報を書き込むことであれば、ＣＰＵ２７０はＲＡＩＤエンジン２６０に、このデータをＤＣＭ２６５へ渡すように命令し、ＤＣＭ２６５でキャッシュ中に保持される。その後、バックグラウンド処理の間に、バス３２０上でＲＡＩＤエンジン２６０により最初にデータをアクセスすることにより、（使用されるＲＡＩＤ ｓｔｒｉｐｉｎｇに従って、）適当にディスクに割り当てられ、ＩＤＥバス上で、ＩＳＯディスクバッファ３６０Ａ−Ｃへ書き出される。それからこのデータは、特定のディスク１５Ａ−Ｃに書き出される。本願に記述する例示的なシステムにおいては、バス３２０が１０本のアドレス線と３６本のデータ線を含むのが適当である。同様に、バス３２５は、３２本のアドレス線と３２本のデータ線を有している。この処理は、ＲＡＩＤエンジンからＳＣＳＩプロセッサ２８０へ供給され、それからホスト３４０へ供給される確認信号で終了する。これらの種々の事象のタイミングは、図１３ないし図１６および図１７に関連して一層詳細に説明する。図１３において、ＤＰＩとＤＰＯはそれぞれ「入力データパス」と「出力データパス」を表す。

読み取り動作においては、この処理は実質上類似しているがいくらか逆になっている。この処理はＳＣＳＩインターフェイスをアクティブにし、一般的には開始の時に行われるようにする。それからホストは確認／肯定応答信号を送り設定を実行し、これに続いてＰＩＯバス３１０上で特定データの要求を送る。それからこの要求はＲＡＩＤエンジン２６０により検出され、ＲＡＩＤエンジン２６０はそれをドライブ１５へ渡す。このデータはこれらのドライブからＲＡＩＤエンジン２６０へ返され、ここからそれは一時的な記憶のためにディスクキャッシュメモリ２６５へ渡される。適当な時間にＣＰＵ２７０は、このデータがバス３２０を介してＤＣＭ２６５から読み出されて、エンジン２６０を通じてＥＳＥＩプロセッサ２８０へデータバス３０５上で渡されるようにする。それからこのデータはＥＳＥＩプロセッサ２８０からホストへバス３５０上で渡される。

ＲＡＩＤエンジンはそのデータ管理機能の他に、多数の周辺機器補修機能を管理する。これらの中には温度超過検出器（ドライブ温度センサ）２４０とファンエラー検出器（ファンセンサ）２４５が含まれ、アラーム２３５で（適当な時に）警告信号を生成する。時間／日付クロック２９０もまたモニタされ、その電力は、システムがオフであるときに電力は電池または他の電源３６５により供給される。ハードウエア検出線３７０はステータスレジスタ３７５によりモニタされる。ドライブのための電力サージ制御はバッファ３８０でモニタされる。このサブシステムの監視はまたｄｕａｒｔ３８５上でも供給される。典型的な監視は監視と保守の両方のためにＲＳ２３２リンク３９０上で遂行される。

次に図１３ないし図１６および図１７を参照するとＲＡＩＤエンジン２６０の動作の詳細が一層良く理解され、その中にはＲＡＩＤエンジンにより種々なバス上の信号が多重化されるタイミングが含まれる。上記の図と同様に、図１２から同じ部品は同じ参照番号を割り当てられている。

前と同様に、ホストシステムの電源が投入されると、ＲＡＩＤサブシステム１０が初期化を行い、フラッシュＲＯＭ３００内に維持されるソフトウエアにより設定されるときにＲＩＳＣ ＣＰＵ２７０により一連のイネーブリングファクターが生成される。これらのイネーブリングファクターは、ＩＤＥドライブを知られた状態にし、またＳＣＳＩプロセッサ２８０をアクティブでイネーブルされた状態にし、ホストシステム３４０へ通知する。ホストシステムはＳＣＳＩプロセッサからの通知を確認し肯定の応答をする。その上、このイネーブリングファクターは、ＲＡＩＤエンジン２６０を知られた状態にし、また特にＲＡＩＤエンジン２６０の内部にある４０ＭＨｚ Ｉ／Ｏコマンド待ち行列プロセッサを初期化する。図１５は、図１４の鎖線内の一部分の代案の配列を示す。

初期化の後に、ホストシステムは前と同様にドライブ１５Ａ−Ｃに書き込むべきデータを送る。この情報はヘッダ情報とデータを含んでなり、バス３５０上でＳＣＳＩプロセッサ２８０へ供給される。ＳＣＳＩプロセッサ２８０で加工した後に、このヘッダ情報は図１３に破線で示したＲＡＩＤエンジン２６０へ、８ビットプログラマブルＩ／Ｏバス３１０で供給される。このヘッダ情報はＲＡＩＤエンジン２６０へＳＣＳＩ ＰＩＯ４００を通して送られるが、ＳＣＳＩ ＰＩＯ４００は入力データパス４０５と出力データパス４１０を有する。入力データパス４０５はマルチプレクサｍｕｘ４１５の片側に接続し、マルチプレクサｍｕｘ４１５は間接的にＩ／Ｏコマンド待ち行列プロセッサ３９０へ入力を供給する。このＩ／Ｏコマンド待ち行列プロセッサ３９０はフレームベースのスクリプトプロセッサであって、ハーフワードのコマンド、行アドレスコマンドおよび列アドレスコマンドを、１６ビットバスを経由してレジスタ３９５へ供給する。レジスタ３９５はまたＲＩＳＣプロセッサ２７０からアドレスを受け取る；プロセッサ２７０はまた、ｍｕｘバッファ３９９を通じて与えられるバス３２５の１０ビットブランチ３９７を経由して、ＤＣＭ２６５へアドレスを供給する。レジスタ３９５の出力は、パイプラインレジスタ４０１とバッファ４０３を通じて、ＤＣＭ２６５へ多重化１０ビットバス（１メガバイトのアドレス空間をアドレスする）を経由して供給され得る。レジスタ３９５の出力は、間接的に、ＲＡＩＤエンジン２６０に関連する他の場所を示す出力データパスを供給するが、これにはｍｕｘ４１５への第２の入力が含まれる。

ＳＣＳＩプロセッサ２８０からのデータが供給されるヘッダ情報と並行して、ＳＣＳＩプロセッサ２８０からＳＣＳＩ ＰＩＯ４００へバス３１０上をＲＡＩＤエンジン２６０へ１６ビットＤＭＡバス３０５経由で供給される。特にデータは４０ＭＨｚで作動する１６ビットツー３２ビットファネル４２０へ与えられるが、これはＲＡＩＤエンジン２６０が３２ビット幅で内部的に動作するからである。データはファネルｍｕｘ４２５の片側へ供給されて、それからＩ／Ｏ待ち行列ｍｕｘ４３０の片側へ供給される。待ち行列ｍｕｘ４３０の出力はフレームベースＩ／Ｏ待ち行列４３５へされるが、フレームベースＩ／Ｏ待ち行列４３５は４０ＭＨｚで作動し２５６ｘ３２で構成されて、１６０ＭＢ／秒のスループットを供給する。Ｉ／Ｏ待ち行列４３５への他の入力は、種々のＩＤＥプリンタ４４０、ＳＣＳＩポインタ４４５、ＤＣＭポインタ４５０を有する。データはＩ／Ｏ待ち行列４３５の出力へ全部クロックされた第１パイプライン出力レジスタ４５５へ供給され、それからＤＣＭｍｕｘ４６０の片側へ供給される。ｍｕｘの出力は第２パイプライン出力レジスタ４６５へ供給され、バッファ４７０を経由して、それからＲＡＩＤエンジン２６０からＤＣＭ２６５へ供給される。

ディスク１５Ａ−Ｃの適便な一つに書き込むのに適当になるまで、データはＤＣＭ２６５に記憶され、書き込むディスクは典型的に通常のアルゴリズムに従って、ＲＡＩＤオペレーティングシステムにより決定される。その時に、Ｉ／Ｏコマンド待ち行列３９０が、ディスクドライブへデータを書き込むコマンドを発行する。データはＤＣＭ２６５によりバッファ４７５へ供給され、それからパイプライン入力レジスタ４８０へ供給される。データはそれから第２入力レジスタ４８５と共に、プロセッサ入力ｍｕｘ４９０の片側へ供給される。ドライブを書き込むために、データがレジスタ４８５を通じてｍｕｘ４３０の他の側へ与えられ、それからＩ／Ｏ待ち行列４３５へ与えられる。

Ｉ／Ｏ待ち行列４３５からのデータはＳＣＳＩ Ｉ／Ｏパネル４２０へ供給され、またディスクＩ／Ｏファネル５００へも供給される。ディスクＩ／Ｏファネル５００は出力データを、ディスクドライブ１５との通信のために、３２ビットデータ幅から１６ビットデータ幅へ再変換する。ディスクドライブとの通信についてのその他のことは、図１２に関連して説明した通りである。

ホストシステム３４０によりＲＡＩＤサブシステムに要求されるもう一つの典型的な動作はＲＡＩＤサブシステムからのデータ検索である。データ検索はホストシステム３４０から開始され、ここでもホストの要求をＰＩＯバス３１０、ＳＣＳＩ ＰＩＯ４００を介してＲＡＩＤエンジン２６０へ供給し、それからｍｕｘ４１５を通じてＩ／Ｏコマンドプロセッサ３９０への入力データパス４０５へ供給する。Ｉ／Ｏコマンドプロセッサ３９０は、それから適当なＲＡＣ／ＣＡＣアドレスをレジスタ３９５経由で供給し、これによりデータが検索されるようにする。

ホストシステムにより希望されるデータの適当なアドレスが、ＤＣＭ２６５へ供給される。もしデータがＤＣＭ２６５内に維持されれば、それはレジスタ４８０と同４８５を経由してｍｕｘ４３０へ供給され、それからＩ／Ｏ待ち行列４３５へ供給される。Ｉ／Ｏ待ち行列４３５からこのデータがＳＣＳＩ Ｉ／Ｏファネル４２０へ供給され、ここで出力データが１６ビット幅へ変換される。それからデータはＤＭＡ３０５上をＳＣＳＩプロセッサ２８０へ供給され、最終的にホスト３４０へバス３５０上を出力される。

しかしながらホストにより要求されたデータがキャッシュ２６５内に現在維持されていなければ、このデータをディスクに要求しなければならない。この場合は、要求されたデータのアドレスがレジスタ４８０、４８５およびｍｕｘ４３０を経由して、Ｉ／Ｏ待ち行列４３５へ供給される。それからＩ／Ｏの待ち行列４３５の出力が、ディスクＩ／Ｏファネル５００へ供給されてドライブ１５Ａ−Ｃへ出力される。それからデータは、必要な待ち時間の後にドライブから検索され、その後にドライブから到着するデータが、ディスクファネル５００内で１６ビット幅から３２ビット幅へ変換される。ファネル５００のデータの出力はそれからｍｕｘ４２５の第２の側へ供給され、そこからＩ／Ｏ待ち行列４３５へ第２のｍｕｘ４３０を通じて供給される。

それからＩ／Ｏ待ち行列４３５の出力は、Ｉ／Ｏファネル４２０を通じて出力データについて上記したのと同じ方法で供給され、その結果このデータは通常の方法でホストシステムへ供給される。フィールドプログラマブルゲートアレイ（ＦＰＧＡ）に基づくインプリメンテーションのために、ＦＰＧＡルートＲＯＭ４９２が供給され、電源投入に際してＦＰＧＡがパーソナル化されるようにする。ＡＳＩＣまたは他のゲートアレイのインプリメンテーションにおいては、そうしたルートＲＯＭは不必要である。同様にＲＡＩＤ ＯＳがＣＰＵメモリ２７５へ電源投入に際してロードされ、全てのソフトウエア制御がＣＰＵメモリ内に記憶された命令から引き出される。

この発明の動作の重要な特徴は、単一のＲＡＩＤエンジン２６０がＳＣＩプロセッサ、ディスク、プロセッサ２７０と通信するのに必要な多重ＤＭＡ待ち行列を管理できることである。この目的はデータをＲＡＩＤエンジン２６０へ供給するキーバスを時間多重化することにより達成される。これは４０ＭＢ／秒以上では作動しない他の装置に比較して、このＩ／Ｏ待ち行列が１６０ＭＢ／秒の効果的な速度で動作する故に可能である。これによりＲＡＩＤエンジンはその約４分の１の時間をＳＣＳＩプロセッサとディスクドライブの各々へ割り当てることができ、またその約半分の時間をＤＭＡアドレッシングに割り当てることができる。図１７に示すタイミング図は、この発明の実施例のいくつかの面に重要な時分割多重化を提供するのに必要な位相化アドレッシングを与えるものである。

特にＩ／Ｏ待ち行列４３５とスクリプトプロセッサの４０ＭＨｚクロックが６００で示され、一方ＲＡＩＤへのアクセスするためのＳＣＳＩ位相が６０５で示されている。ＩＤＥ位相は６１０で示され、一方ＤＣＭ位相は６１５で示される。付加的な機能において、ＩＤＥドライブからアクセス要求されない時にサイクルが起こった場合は、ＤＣＭによる使用のために位相が再割り当てされる。同様にＳＣＩプロセッサがＩ／Ｏアクセス要求しないサイクルについてはＳＣＩプロセッサに割り当てられる位相がＤＣＭへ再割り当てされる。こうしてこの発明により極度に高いスループットが達成できることが理解されよう。

次に図１８を参照すると、この発明のホットスワッピング装置、（アレイの残りの部分が動作し続ける間に一つまたはそれ以上のドライブを除去できる）がより良く理解できる。特に、例えばあるドライブの故障のために、ユーザがドライブ１５Ａ−Ｃの一つを取りはずすことを希望する場合、取りはずすべきドライブに関連する押しボタンスイッチ１８５をユーザが作動させる。これがＣＰＵ２７０に信号を与えて、ソフトウエア制御のもとに作動するＣＰＵ２７０がＦＰＧＡ制御論理回路へ信号を与えて、関連するドライブの１２ボルトと５ボルトの電源７００と７０５をそれぞれ切断させる。その上プロセッサによりデータパス７０１と制御パス７１５が、サブシステムの他の部分から電気的に切断される。この時点でユーザはラッチ６５をやり直し、必要なドライブを除去する準備ができている。

ドライブを再設定するには、ユーザはドライブをドライブベイに挿入しラッチ６５をラッチすることにより、処理の機械的部分を逆にたどるだけでよい。双安定ラッチがドライブの再挿入を検知して、新しく挿入されたドライブへの電力と信号の接続を再び加えるように、ＣＰＵ２７０へ信号を与える。この方法で、古いドライブが除去されて、新ドライブが設定され得る。

従って、ＲＡＩＤのための新しく新規なサブシステムと、高度に統合されたコントローラが記述されたことが、理解されたであろう。当業者にとっては、これらの教示が与えられれば、開示された発明を組み込んだ多数の代案や均等物が存在することが理解されよう。結果として、この発明は、先行する例示的な実施例により限定されるべきものではなく、むしろ請求項によって限定されるべきである。

上部カバーを除去したこの発明のＲＡＩＤサブシステムの正面半横向き透視図を示す。 この発明のサブシステムの種々の構成要素の半横向き分解透視図を示す。 上部カバーを除去したこの発明のＲＡＩＤサブシステムの上面図を示す。 前カバーを除去したこの発明のＲＡＩＤサブシステムの前立面図を示す。 上部カバーを除去したこの発明のサブシステムの後ろ半横向き透視図を示す。 後ろカバープレートを除去したこの発明のサブシステムの後ろ立面図を示し、特にバックプレーンを示す。 この発明のバックプレーンのレイアウトを、前立面図で示す。 単一のドライブと関連の装着ブラケットを、バックプレーンインターフェイス基板と共に、上面半横向き透視図で示す。 図８の装着ブラケットの透視図を示し、特に、ドライブとブラケットの間のリボンケーブルインターフェイスを示す。 ＲＡＩＤコントローラ基板の片側を、レイアウト形式で示す。 ＲＡＩＤコントローラ基板の第２の側を、レイアウト形式で示す。 ＲＡＩＤエンジンを含むこの発明のＲＡＩＤコントローラを、概略ブロック図形式で示す。 図１２のＲＡＩＤエンジンの内部構成を示す。 図１２のＲＡＩＤエンジンの内部構成を示す。 図１２のＲＡＩＤエンジンの内部構成を示す。 図１２のＲＡＩＤエンジンの内部構成を示す。 図１２に示すＲＡＩＤエンジンの種々の動作のタイミングを示す。 ＲＡＩＤアレイのホットスワップ機能を、略図形式で示す。

符号の説明

１０・・・ＲＡＩＤサブシステム、１５Ａ，１５Ｂ，１５Ｃ・・・ＩＤＥドライブ、２５・・・ケース、４０・・・第２空洞、４５・・・第１空洞、８５・・・バックプレーン、１００・・・ＲＡＩＤコントローラ基板、１１５・・・プレナムチャンバー

Claims (1)

1. ホストシステムへのＳＣＳＩインターフェイスと内蔵大容量記憶装置へのＩＤＥインターフェイスを含む大容量記憶コントローラを収容する縦長の第１空洞と、
   前記第１空洞の縦方向の軸が第２空洞の縦方向の軸に平行になるように、前記ホストシステムと通信可能な複数のＩＤＥドライブを収容する前記第２空洞と、
   そこを貫通するベントを有し、前記第２空洞内に収容されたＩＤＥドライブの各々に接続するバックプレーンと、
   前記第１空洞と前記第２空洞を通る充分な空気流を供給するために、前記バックプレーンとケースにより形成されるプレナムチャンバーを含む、大容量記憶アレイサブシステム。

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