JP2021060928A - コンピュータシステム及びそのドライブコピー装置、並びにコンピュータシステムのデータコピー方法 - Google Patents

Abstract

【課題】コピー先ドライブの読み書き性能の低下を防止することができるコンピュータシステム及びそのコンピュータシステムのドライブコピー装置、並びにコンピュータシステムのデータコピー方法を提供する。【解決手段】複数のドライブと、ドライブをコピー元ドライブ及びコピー先ドライブとして識別し、コピー元ドライブのデータをコピー先ドライブに書き込んでコピー可能なコピー部とを具備し、コピー元ドライブの未書き込みアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を未書き込みアドレス領域とするものである。【選択図】図１

Description

本発明は、データ記憶装置（ドライブ）、特にＮＡＮＤフラッシュメモリを主たる記憶媒体とするドライブを複数備えるコンピュータシステム及びそのコンピュータシステムのドライブコピー装置、並びにコンピュータシステムのデータコピー方法に関するものである。

コンピュータシステムは、通常、Central Processing Unit（ＣＰＵ）等のホストコンピュータ（本明細書においては、ホストと称する）と、Hard Disk Drive（ＨＤＤ）やSolid State Drive（ＳＳＤ）などのデータ記憶装置（本明細書においては、ドライブと称する）とを有している。

ホストは、ドライブに対し、Logical Block Address（ＬＢＡ）と呼ばれる識別子（アドレス）を指定して読み出し（リード）や書き込み（ライト）のためのアクセスをするものとされており、アクセスできるＬＢＡの数（ＬＢＡ領域のサイズ）は、ドライブの容量によって異なる。ドライブは、各ＬＢＡに、セクタと呼ばれる、あらかじめ決められたサイズ（例：５１２バイト）の記憶領域を割り当て、そのサイズ単位で、ホストから書き込まれたデータを記憶するよう構成されている。

従来、コンピュータシステムにおけるデータの信頼性を向上させる方法として、Redundant Array of Inexpensive Disks（ＲＡＩＤ）と呼ばれる技術が使われている。このＲＡＩＤとは、データに冗長性を付与する技術であり、複数の構成が存在する。例えば、ＲＡＩＤ１と呼ばれる構成は、複数台のドライブで構成されるとともに、ホストから書き込まれたデータを、ＲＡＩＤを構成するすべてのドライブに全く同じように書き込むよう構成されている。

具体的には、ＲＡＩＤ１と称されるものは、すべてのドライブに対し、ホストから指定されたＬＢＡと同一のＬＢＡを指定して同一のデータを書き込むよう構成されており、ＲＡＩＤ１を構成する複数台のドライブには、常に、全く同じＬＢＡに全く同じデータが記憶された状態となる。これにより、ＲＡＩＤ１を構成する複数台のドライブのうち１台のドライブが故障しても、他のドライブからデータを読み出すなどして処理を継続することができる。

また、ＲＡＩＤ１を構成するドライブのうち１台のドライブが故障した場合、故障したドライブを正常なドライブと交換するとともに、交換した正常なドライブに対して、故障していない他のドライブからデータをコピーし、コンピュータシステムのデータの冗長性を回復することができる。このようなコピー処理を含めた冗長性回復処理は、ＲＡＩＤのリビルドと称される。これにより、コンピュータシステムのデータの信頼性を向上させることができる。

特表２０１３−５２２７７６号公報

しかしながら、上記従来技術においては、コピー元ドライブでは未書き込みであるＬＢＡ領域が、コピー先ドライブでは書き込み済みとなってしまうことから、コピー元ドライブよりもコピー先ドライブの方がデータの読み書き性能が低下してしまう虞があった。すなわち、近年のＮＡＮＤフラッシュメモリを記憶媒体とするドライブは、書き込み済みＬＢＡ領域が多いとデータ読み書き性能が大きく低下するので、コピー元ドライブの書き込み済みＬＢＡ領域が少ない場合、従来技術では、コピー元ドライブとコピー先ドライブの書き込み済みＬＢＡ領域数の差が大きくなり、コピー元ドライブとコピー先ドライブのデータ読み書き性能に大きな差が生じてしまうのである。

また、前述の通り、ＲＡＩＤ１においては、ＲＡＩＤ１を構成するすべてのドライブに全く同じデータ書き込みを行うので、ＲＡＩＤ１を備えたコンピュータシステムでは、ＲＡＩＤ１を構成するすべてのドライブへの書き込みが完了してはじめて、書き込み全体が完了となる。したがって、ＲＡＩＤ１を備えたコンピュータシステムのデータ読み書き性能は、読み書き性能の低いドライブに依存することとなり、その結果、従来技術においては、コピー先ドライブの読み書き性能が低いため、ＲＡＩＤ１のデータ読み書き性能が大きく低下してしまう。

本発明は、このような事情に鑑みてなされたもので、コピー先ドライブの読み書き性能の低下を防止することができるコンピュータシステム及びそのコンピュータシステムのドライブコピー装置、並びにコンピュータシステムのデータコピー方法を提供することにある。

請求項１記載の発明は、複数のドライブと、前記ドライブをコピー元ドライブ及びコピー先ドライブとして識別し、前記コピー元ドライブのデータをコピー先ドライブに書き込んでコピー可能なコピー部とを具備したコンピュータシステムにおいて、前記コピー部は、前記コピー元ドライブの未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域を未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする。

請求項２記載の発明は、請求項１記載のコンピュータシステムにおいて、前記コピー元ドライブは、当該コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域及び未書き込みアドレス領域を特定可能なマップ情報を有したマッピングテーブルが記憶されるとともに、前記コピー部は、前記マッピングテーブルに基づいてコピーすることを特徴とする。

請求項３記載の発明は、請求項２記載のコンピュータシステムにおいて、前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいてセクタ単位のビットマップ情報から成ることを特徴とする。

請求項４記載の発明は、請求項２記載のコンピュータシステムにおいて、前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいてセクタを任意にまとめた単位のビットマップ情報から成ることを特徴とする。

請求項５記載の発明は、請求項２記載のコンピュータシステムにおいて、前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいて前記書き込み済みアドレス領域を特定可能な情報から成ることを特徴とする。

請求項６記載の発明は、請求項２記載のコンピュータシステムにおいて、前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいて前記未書き込みアドレス領域を特定可能な情報から成ることを特徴とする。

請求項７記載の発明は、請求項３〜６の何れか１つに記載のコンピュータシステムにおいて、前記コピー部は、前記マップ情報に基づいて前記コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域を抽出し、その抽出した書き込み済みアドレス領域のデータのみを当該書き込み済み領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域に書き込むことを特徴とする。

請求項８記載の発明は、請求項３〜６の何れか１つに記載のコンピュータシステムにおいて、前記コピー先ドライブにおける書き込み済みアドレス領域を未書き込みアドレス領域とする開放機能を有し、且つ、前記コピー部は、前記コピー元ドライブの全データをコピー先ドライブに書き込んでコピーするとともに、前記マップ情報に基づいて前記コピー元ドライブにおける未書き込みアドレス領域を抽出し、その抽出した未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域を前記開放機能により未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする。

請求項９記載の発明は、請求項８記載のコンピュータシステムにおいて、前記コピー部は、前記抽出したコピー元ドライブの未書き込みアドレス領域のうち、予め設定したサイズ以上の未書き込みアドレス領域のみ、コピー先ドライブにおいて未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする。

請求項１０記載の発明は、請求項１記載のコンピュータシステムにおいて、前記コピー部は、前記コピー元ドライブに対してアドレス領域を指定してデータの読み出しが可能とされ、予め設定した特定のデータが読み出された場合、そのアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする。

請求項１１記載の発明は、請求項１記載のコンピュータシステムにおいて、前記コピー部は、前記コピー元ドライブに対してアドレス領域を指定してデータの読み出しが可能とされ、予め設定した特定のデータとは異なるデータが読み出された場合、そのアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を書き込み済みアドレス領域とすることを特徴とする。

請求項１２記載の発明は、請求項１０又は請求項１１に記載のコンピュータシステムにおいて、前記コピー部は、前記コピー元ドライブから前記コピー先ドライブにデータをコピーする際、前記コピー元ドライブから読み出したデータに基づいて未書き込みアドレス領域を検出し、その検出された未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域にデータを書き込まないことを特徴とする。

請求項１３記載の発明は、請求項１０又は請求項１１に記載のコンピュータシステムにおいて、前記コピー先ドライブにおける書き込み済みアドレス領域を未書き込みアドレス領域とする開放機能を有し、且つ、前記コピー部は、前記コピー元ドライブから前記コピー先ドライブにデータをコピーする際、前記コピー元ドライブの全データをコピー先ドライブに書き込んでコピーするとともに、前記コピー元ドライブから読み出したデータに基づいて未書き込みアドレス領域を検出し、その検出された未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域を前記開放機能により未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする。

請求項１４記載の発明は、請求項１０又は請求項１１に記載のコンピュータシステムにおいて、前記特定のデータは、指定されたアドレス領域のデータが全てゼロのデータであることを特徴とする。

請求項１５記載の発明は、請求項１〜１４の何れか１つに記載のコンピュータシステムにおいて、互いに異なるコピー方法を任意に選択可能とされるとともに、前記コピー部は、前記コピー元ドライブの状態に応じて、前記コピー方法を選択してコピーすることを特徴とする。

請求項１６記載の発明は、請求項１５記載のコンピュータシステムにおいて、前記コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域の数と予め設定した閾値とを比較することにより前記コピー方法が選択されることを特徴とする。

請求項１７記載の発明は、請求項１５記載のコンピュータシステムにおいて、前記コピー元ドライブにおけるデータの断片化率と予め設定した閾値とを比較することにより前記コピー方法が選択されることを特徴とする。

請求項１８記載の発明は、請求項１５〜１７の何れか１つに記載のコンピュータシステムのドライブコピー装置において、前記コピー方法を任意に選択可能な選択手段と、前記選択手段により選択されたコピー方法を報知する報知手段とを具備したことを特徴とする。

請求項１９記載の発明は、請求項１５〜１７の何れか１つに記載のコンピュータシステムのドライブコピー装置において、前記コピー部によるコピーを開始させる操作手段を具備したことを特徴とする。

請求項２０記載の発明は、複数のドライブと、前記ドライブをコピー元ドライブ及びコピー先ドライブとして識別し、前記コピー元ドライブのデータをコピー先ドライブに書き込んでコピー可能なコピー部とを具備したコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記コピー元ドライブの未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域を未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする。

請求項２１記載の発明は、請求項２０記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記コピー元ドライブは、当該コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域及び未書き込みアドレス領域を特定可能なマップ情報を有したマッピングテーブルが記憶されるとともに、前記マッピングテーブルに基づいてコピーすることを特徴とする。

請求項２２記載の発明は、請求項２１記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいてセクタ単位のビットマップ情報から成ることを特徴とする。

請求項２３記載の発明は、請求項２１記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいてセクタを任意にまとめたユニット単位のビットマップ情報から成ることを特徴とする。

請求項２４記載の発明は、請求項２１記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいて前記書き込み済みアドレス領域を特定可能な情報から成ることを特徴とする。

請求項２５記載の発明は、請求項２１記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいて前記未書き込みアドレス領域を特定可能な情報から成ることを特徴とする。

請求項２６記載の発明は、請求項２２〜２５の何れか１つに記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記マップ情報に基づいて前記コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域を抽出し、その抽出した書き込み済みアドレス領域のデータのみを当該書き込み済み領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域に書き込むことを特徴とする。

請求項２７記載の発明は、請求項２２〜２５の何れか１つに記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記コピー先ドライブにおける書き込み済みアドレス領域を未書き込みアドレス領域とする開放機能を有し、且つ、前記コピー元ドライブの全データをコピー先ドライブに書き込んでコピーするとともに、前記マップ情報に基づいて前記コピー元ドライブにおける未書き込みアドレス領域を抽出し、その抽出した未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域を前記開放機能により未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする。

請求項２８記載の発明は、請求項２７記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記抽出したコピー元ドライブの未書き込みアドレス領域のうち、予め設定したサイズ以上の未書き込みアドレス領域のみ、コピー先ドライブにおいて未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする。

請求項２９記載の発明は、請求項２０記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記コピー元ドライブに対してアドレス領域を指定してデータの読み出しが可能とされ、予め設定した特定のデータが読み出された場合、そのアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする。

請求項３０記載の発明は、請求項２０記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記コピー元ドライブに対してアドレス領域を指定してデータの読み出しが可能とされ、予め設定した特定のデータとは異なるデータが読み出された場合、そのアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を書き込み済みアドレス領域とすることを特徴とする。

請求項３１記載の発明は、請求項２９又は請求項３０に記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記コピー元ドライブから前記コピー先ドライブにデータをコピーする際、前記コピー元ドライブから読み出したデータに基づいて未書き込みアドレス領域を検出し、その検出された未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域にデータを書き込まないことを特徴とする。

請求項３２記載の発明は、請求項２９又は請求項３０に記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記コピー先ドライブにおける書き込みアドレス領域を未書き込みアドレス領域とする開放機能を有し、且つ、前記コピー元ドライブから前記コピー先ドライブにデータをコピーする際、前記コピー元ドライブの全データをコピー先ドライブに書き込んでコピーするとともに、前記コピー元ドライブから読み出したデータに基づいて未書き込みアドレス領域を検出し、その検出された未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域を前記開放機能により未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする。

請求項３３記載の発明は、請求項２９又は請求項３０に記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記特定のデータは、指定されたアドレス領域のデータが全てゼロのデータであることを特徴とする。

請求項３４記載の発明は、請求項２０〜３３の何れか１つに記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、互いに異なるコピー方法を任意に選択可能とされるとともに、前記コピー元ドライブの状態に応じて、前記コピー方法を選択してコピーすることを特徴とする。

請求項３５記載の発明は、請求項３４記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域の数と予め設定した閾値とを比較することにより前記コピー方法が選択されることを特徴とする。

請求項３６記載の発明は、請求項３４記載のコンピュータシステムのデータコピー方法において、前記コピー元ドライブにおけるデータの断片化率と予め設定した閾値とを比較することにより前記コピー方法が選択されることを特徴とする。

本発明によれば、コピー元ドライブの未書き込みアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を未書き込みアドレス領域とするので、コピー先ドライブの読み書き性能の低下を防止することができる。

本発明の実施形態に係るコンピュータシステムの構成を示すブロック図 同コンピュータシステムにおけるホストの内部構成を示すブロック図 同コンピュータシステムにおけるＲＡＩＤコントローラの内部構成を示すブロック図 同コンピュータシステムにおけるドライブの内部構成を示すブロック図 同ドライブが備えるマッピングテーブルを示す模式図 同マッピングテーブルにおけるＷｒｉｔｅコマンド処理を示すための模式図 同ドライブにおけるＷｒｉｔｅコマンド処理の手順を示すフローチャート 同ドライブにおけるＷｒｉｔｅコマンド処理の手順を示すフローチャート 同ドライブにおけるＷｒｉｔｅコマンド処理の手順を示すフローチャート 同ドライブにおけるＲｅａｄコマンド処理の手順を示すフローチャート 同ドライブにおけるＲｅａｄコマンド処理の手順を示すフローチャート 同ドライブにおけるＲｅａｄコマンド処理の手順を示すフローチャート 同コンピュータシステムにおけるホストからのＷｒｉｔｅコマンド処理を示すシーケンス図 同コンピュータシステムにおける各ドライブのＬＢＡ領域の使用状況とＮＡＮＤフラッシュメモリの使用状況を示す模式図 同コンピュータシステムにおけるドライブが生成するマップ情報を示す模式図 同コンピュータシステムにおけるドライブが生成する他の形態のマップ情報を示す模式図 同コンピュータシステムにおけるドライブが生成する更に他の形態のマップ情報を示す模式図 本発明の第１の実施形態に係るコンピュータシステムにおけるリビルドの手順を示すシーケンス図 同コンピュータシステムにおけるリビルドの手順を示すフローチャート 同コンピュータシステムにおけるリビルドの手順を示すフローチャート 同コンピュータシステムにおけるリビルドの手順を示すフローチャート 同コンピュータシステムにおけるドライブのドライブコピー準備コマンド処理の手順を示したフローチャート 同コンピュータシステムにおけるドライブのドライブコピー準備コマンド処理の手順を示したフローチャート 同コンピュータシステムにおける開放コマンド処理に係るマッピングテーブルを示す模式図 本発明の第２の実施形態に係るコンピュータシステムにおける開放コマンド処理の手順を示すフローチャート 同コンピュータシステムにおける開放コマンド処理の手順を示すフローチャート 同コンピュータシステムにおける開放コマンド処理の手順を示すフローチャート 同コンピュータシステムにおける開放コマンド処理に係るＬＢＡ領域情報を示す模式図 本発明の第２の実施形態及び第３の実施形態に係るコンピュータシステムにおけるリビルドの手順を示すシーケンス図 本発明の第４の実施形態に係るコンピュータシステムにおけるリビルドの手順を示すシーケンス図 本発明の第５の実施形態に係るコンピュータシステムにおけるリビルドの手順を示すシーケンス図 本発明の第６の実施形態に係るコンピュータシステムにおけるデュプリケータを示すブロック図 同デュプリケータの内部構成を示すブロック図 本発明の第７の実施形態に係るコンピュータシステムのデュプリケータにおけるリビルド方法を選択する手順を示すフローチャート 同デュプリケータを示す外観図 同コンピュータシステムにおけるコピー元ドライブのＬＢＡ領域の状態の分類表 図２７の分類表に対応するコピー元ドライブのＬＢＡ領域の状態を示す模式図 本発明と従来のリビルドによるコピー先ドライブの書き込み性能の差を示すグラフ

以下、本発明の実施形態について図面を参照しながら具体的に説明する。
第１の実施形態に係るコンピュータシステム１は、２台のドライブによるＲＡＩＤ１構成で、図１に示すように、ホスト２と、ＲＡＩＤコントローラ３と、複数のドライブ（本実施形態においては、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）と、バス（４、５）とを有して構成されている。

ホスト２とＲＡＩＤコントローラ３とは、バス４で接続されるとともに、ＲＡＩＤコントローラ３と第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２とは、バス５で接続されている。これらバス４及びバス５は、例えばSerial ATA（ＳＡＴＡ）などのバスを用いることができる。バス４及びバス５は、同一種類であってもよく、或いは異なる種類のものでもよい。なお、ＲＡＩＤ１を構成する場合、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２は、同一製造者、且つ、同一モデルのドライブが使われることが多いが、異なる製造者のドライブ、若しくは同じ製造者の異なるモデル（容量）のドライブであってもよい。

ＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２を管理および制御するとともに、ホスト２から要求されたアクセス要求を処理するものとされている。具体的には、ホスト２がデータの書き込みを行う時、ＲＡＩＤコントローラ３は、ホスト２からのデータ書き込み要求を受信すると、その受信したデータ書き込み要求を、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２の両方に送信するようになっている。

また、ホスト２がデータの読み出しを行う時、ＲＡＩＤコントローラ３は、ホスト２からのデータ読み出し要求を受信すると、その受信したデータ読み出し要求を、第１ドライブＤ１のみ、第２ドライブＤ２のみ、若しくは第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２の両方に送信するようになっている。このように、ＲＡＩＤコントローラ３により、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２は、それぞれの同一のＬＢＡ領域に同一のデータを記憶している。

したがって、本実施形態に係るコンピュータシステム１によれば、ホスト２からの読み出し要求を第１ドライブＤ１と第２ドライブＤ２のどちらに送信してもよい構成となっている。そして、第１ドライブＤ１から転送されたデータ、第２ドライブＤ２から転送されたデータ、若しくは第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２から転送されたデータのどちらか一方がホスト２に転送されることとなる。

ホスト２は、図２に示すように、ＲＡＭ６と、ＣＰＵ７と、インターフェースコントローラ８と、バス９とを有して構成されており、これらＣＰＵ７、ＲＡＭ６及びインターフェースコントローラ８は、バス９により接続されている。また、インターフェースコントローラ８は、バス４によりＲＡＩＤコントローラ３と接続されている。

ＣＰＵ７は、オペレーティングシステムなどのソフトウェアを実行することにより、ホスト２を制御し得るものである。ＲＡＭ６は、ＣＰＵ７で動作するソフトウェアのワーキングメモリとして機能するとともに、ＲＡＩＤコントローラ３との間で読み書きするデータを一時的に蓄える目的で使用されるものである。インターフェースコントローラ８は、ホスト２とＲＡＩＤコントローラ３の間で、要求や通知の送信や受信、データ転送などを行うためのものである。

このような構成により、ＣＰＵ７が発行したデータの読み出し（Read）や書き込み（Write）のための要求は、インターフェースコントローラ８を経由し、バス４を介してＲＡＩＤコントローラ３に送信されることとなる。なお、ホスト２は、図２に示した構成要素の他に、キーボードやマウス、ディスプレイやネットワークインターフェース、などを備えていてもよい。

ＲＡＩＤコントローラ３は、図３に示すように、ホスト側インターフェースコントローラ１０と、コマンド処理部１１と、ドライブ管理部１２と、ドライブ側インターフェースコントローラ１３と、ドライブ制御部１４と、リビルド制御部１５と、データバッファ１６とを有して構成され、これら構成部品がバス１７で接続されている。

ホスト側インターフェースコントローラ１０は、ホスト２とバス４で接続されており、ホスト２から送信されたアクセス要求の受信、ホスト２への通知の送信、及びホスト２との間でのデータ転送を行い得るものである。コマンド処理部１１は、ホスト側インターフェースコントローラ１０が受信したホスト２からの要求を解釈し、ドライブ制御部１２を操作して、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２に要求を送信し得るものである。

また、コマンド処理部１１は、ドライブ制御部１２からのデータ転送完了通知や要求処理完了通知に従い、ホスト側インターフェースコントローラ１０を通じて、ホスト２へのデータ転送や要求処理完了通知の送信を行い得るようになっている。さらに、コマンド処理部１１は、ホスト２からのデータ書き込み要求に応じて、ホスト側インターフェースコントローラ１０を操作して、ホスト２から書き込みデータを受信し得るようになっている。

ドライブ管理部１２は、ＲＡＩＤコントローラ３に接続されているドライブ（本実施形態においては第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）を管理するものであり、例えば、何個のドライブが接続されているか、接続されているドライブが正常かどうか、などを管理し得るようになっている。また、ドライブ管理部１２は、故障によってドライブが切り離されたことや、新しいドライブが接続されたことを検出する機能を備えてもよい。

ドライブ側インターフェースコントローラ１３は、ドライブ制御部１４からの指示に従い、ＲＡＩＤコントローラ３に接続されているドライブ（第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）との間で通信を行い得るものである。ドライブ制御部１４は、ドライブ側インターフェースコントローラ１３を操作して、ＲＡＩＤコントローラ３に接続されているドライブ（第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）との間で、要求の送信や通知の受信、及びデータ転送の指示などを行い得るものである。

リビルド制御部１５は、リビルドを制御するものである。データバッファ１６は、ホスト２と、ＲＡＩＤコントローラ３に接続されているドライブ（第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）との間で転送されるデータを一時的に記憶し得るようになっている。また、データバッファ１６は、リビルド時に、コピー元ドライブから読み出したデータを一時的に記憶し得るようになっている。

このような構成により、ホスト２が発行したアクセス要求は、まずホスト側インターフェースコントローラ１０が受信するとともに、コマンド処理部１１が、受信した要求の内容を解釈し、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２に要求を送信するよう、ドライブ制御部１４に指示を出すこととなる。かかるドライブ制御部１４は、コマンド処理部１１の指示に従い、ドライブ側インターフェースコントローラ１３を操作し、バス５を介して第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２に要求を送信する。

然るに、データ読み出し要求時には、ドライブ制御部１４は、ドライブ側インターフェースコントローラ１３を操作して、第１ドライブＤ１もしくは第２ドライブＤ２から読み出したデータをデータバッファ１６に格納するとともに、コマンド処理部１１は、ホスト側インターフェースコントローラ１０を操作して、データバッファ１６内のデータをホスト２に送信する。また、データ書き込み要求時には、コマンド処理部１１は、ホスト側インターフェースコントローラ１０を操作して、ホスト２から受信したデータをデータバッファ１６に格納するとともに、ドライブ制御部１４は、ドライブ側インターフェースコントローラ１３を操作して、データバッファ１６内のデータを第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２に転送する。

第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２は、ドライブコントローラ１８と、ＮＡＮＤフラシュメモリ１９とを有して構成され、これらドライブコントローラ１８及びＮＡＮＤフラシュメモリ１９がバス２８により接続されている。なお、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２（後述する第３ドライブＤ３も同様）は、構成が同一のドライブであると仮定して説明する。

ドライブコントローラ１８は、ドライブ全体を制御し、バス６を経由してＲＡＩＤコントローラ３から受信した要求に対応する処理を実行するものである。ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９は、ドライブ（第１ドライブＤ１、第２ドライブＤ２及び第３ドライブＤ３）の記憶媒体を構成するものである。そして、ドライブコントローラ１８とＮＡＮＤフラッシュメモリ１９とは、バス２８（ＮＡＮＤインターフェースバス）を介して接続されている。なお、図４においては、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２は、４つのＮＡＮＤフラッシュメモリ１９を具備しているが、他の任意の数のＮＡＮＤフラッシュメモリ１９を具備してもよい。

ドライブコントローラ１８は、ホストインターフェースコントローラ２０と、データバッファ２１と、記憶域管理部２２と、ＥＣＣ処理部２３と、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４と、コマンド処理部２６と、ＮＡＮＤ制御部２５とを有して構成され、これら構成部品がバス２７により接続されている。ホストインターフェースコントローラ２０は、バス６を介してＲＡＩＤコントローラ３との間で、要求や通知の送受信、データ転送を行うものである。

データバッファ２１は、ホストインターフェースコントローラ２０を介してＲＡＩＤコントローラ３から受信したデータの格納場所として、また、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９から読み出したデータの格納場所として使用されるものである。記憶域管理部２２は、どのＬＢＡの最新データがＮＡＮＤフラッシュメモリ１９のどこに記憶されているか、という対応関係の情報を管理するものである。このような対応関係の情報は、マッピングテーブルから成るものであり、後ほど詳細に説明する。

ＥＣＣ処理部２３は、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９に書き込むデータに誤り訂正符号化処理を行うことによる検査符号（パリティ）の作成、および、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９から読み出したデータに誤り訂正処理を行うことによる元のデータの復元、を行うものである。ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４は、ＮＡＮＤ制御部２５の指示に従い、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９との間で、処理要求の送信、処理完了通知の受信、データの送受信、などを行うものである。

ＮＡＮＤ制御部２５は、コマンド処理部２６や記憶域管理部２２の指示に従い、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４を操作して、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９に所望の処理を行わせるものである。コマンド処理部２６は、ホストインターフェースコントローラ２０を通じて、ＲＡＩＤコントローラ３から受信した要求を解釈し、記憶域管理部２２、ＮＡＮＤ制御部２５、及びＥＣＣ処理部２３を操作して、前記要求を処理するものである。

バス２７は、ドライブコントローラ１８内の各要素を接続するもので、例えば、制御バスとデータバスの２つに分離されていてもよい。また、バス２７は、制御バスとデータバスの２つに分離されたうえ、各バスのバス幅や動作周波数が異なっているものであってもよい。

次に、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２の記憶域管理部２２に保持されたマッピングテーブルについて、図５を用いて説明する。
図５（ａ）は、記憶域管理部２２が作成して管理する、マッピングテーブル２９を示す模式図である。かかるマッピングテーブル２９は、ユニットアドレス３０に対応するＮＡＮＤアドレス３１を、テーブル（表）構造で表現したものである。

ここで、ユニット３２は、いくつかのセクタをまとめた、ドライブ内でのデータ管理単位のことであり、ユニットアドレス３０とは、前記各ユニットに対して割り当てた識別子（アドレス）である。例えば、ＬＢＡ＝０からＬＢＡ＝７までをユニットアドレス＝０、ＬＢＡ＝８からＬＢＡ＝１５までをユニットアドレス＝１、などと割り当てる。以降の説明では、ユニットアドレス３０は、ＬＢＡを８で割った商であるとする。

図５（ｂ）は、ドライブが具備するＮＡＮＤフラッシュメモリ１９を、ユニットサイズに分割した各記憶領域を示している。例えば、同図（ａ）の例においては、マッピングテーブル２９の、ユニットアドレス＝１に対応するエントリに、ＮＡＮＤアドレスＡが記憶されている。また、ユニットアドレス＝２に対応するエントリに、ＮＡＮＤアドレスＢが記憶されている。

これは、ドライブが具備するＮＡＮＤフラッシュメモリ１９のＮＡＮＤアドレスＡに相当する記憶領域に、ユニットアドレス＝１に対応する最新データが記憶されていることを意味している。また、ドライブが具備するＮＡＮＤフラッシュメモリ１９におけるＮＡＮＤアドレスＢに相当する記憶領域に、ユニットアドレス＝２に対応する最新データが記憶されていることを意味している。さらに、ユニットアドレス＝０、３、４、および５、に相当するエントリには有効なＮＡＮＤアドレスが記憶されていない（Ｎ／Ａ）。これは、当該ユニットアドレスに対応するデータが未書き込みであることを示している。

具体的に、ドライブ（第１ドライブＤ１もしくは第２ドライブＤ２）が、ホスト２からＲＡＩＤコントローラ３を経由してＬＢＡ＝９の読み出し要求を受信した場合を考える。ドライブ（第１ドライブＤ１もしくは第２ドライブＤ２）は、まずＬＢＡからユニットアドレス３０を計算し、ＬＢＡ＝９を８で割った商は１なので、読み出すべきデータのユニットアドレスは１となる。そして、マッピングテーブル２９のユニットアドレス＝１のエントリを参照すると、ＮＡＮＤアドレスがＡであることがわかるので、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９におけるＮＡＮＤアドレスＡの記憶領域から、ユニット３２の中のＬＢＡ＝９に相当する部分のデータを読み出し、ＲＡＩＤコントローラ３に転送する。

また、ドライブ（第１ドライブＤ１もしくは第２ドライブＤ２）が、ホスト２からＲＡＩＤコントローラ３を経由してＬＢＡ＝７のデータの読み出し要求を受信した場合を考える。ドライブ（第１ドライブＤ１もしくは第２ドライブＤ２）は、まずＬＢＡからユニットアドレス３０を計算し、ＬＢＡ＝７を８で割った商は０なので、読み出すべきデータのユニットアドレスは０となる。そして、マッピングテーブル２９のユニットアドレス＝０のエントリを参照すると、ＮＡＮＤアドレスが存在しない（Ｎ／Ａ）であることから、ユニットアドレス＝０のデータは未書き込みであることがわかる。なお、データが未書き込みのＬＢＡへの読み出し要求を受信した場合の動作は、ドライブ（第１ドライブＤ１もしくは第２ドライブＤ２）によって異なる。一般的なドライブ（第１ドライブＤ１もしくは第２ドライブＤ２）は、データが未書き込みのＬＢＡへの読み出し要求を受信した場合、すべて０のデータを返す。

第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２の記憶域管理部２２に保持されたマッピングテーブルは、上記のように構成されている。なお、第１ドライブＤ１と第２ドライブＤ２において、同一ＬＢＡのデータが記憶されているＮＡＮＤアドレスは、第１ドライブＤ１と第２ドライブＤ２とで同じであることもあれば、異なることもある。

ＲＡＩＤ１構成をとるコンピュータシステム１において重要なことは、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２の同一ＬＢＡに対して同一のデータが記憶されていることであり、第１ドライブＤ１と第２ドライブＤ２の同一ＮＡＮＤアドレスに対して同一のデータが記憶されていることではない。

次に、マッピングテーブル２９に関する書き込み処理について、図６を用いて説明する。なお、マッピングテーブル２９と、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９内の記憶領域については、図５と同一とされている。
ドライブ（第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）は、ＲＡＩＤコントローラ３から書き込み要求を受信すると、データの書き込み先となるＮＡＮＤアドレスを割り当てて、マッピングテーブル２９内の、書き込み先ＬＢＡを示すユニットアドレス３０に対応するエントリを、当該書き込み先ＮＡＮＤアドレスで更新する。

具体的に、ドライブ（第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）がＬＢＡ＝３６への書き込み要求を受信した場合を考える。
ドライブは、まずＬＢＡからユニットアドレス３０を計算する。今回の例では、書き込み先ＬＢＡは３６であるので、ユニットアドレスは３６を８で割った商、つまり４となる。そして、今回の例では、本書き込み要求に対してＮＡＮＤアドレスＣが割り当てられたとして、マッピングテーブル３０の、ユニットアドレス＝４に対応するエントリを、ＮＡＮＤアドレスＣで更新する。このようにすることで、以降、ＬＢＡ＝３６のデータに対して読み出し要求を受信した時も、最新のデータをＮＡＮＤフラッシュメモリ１９から読み出してＲＡＩＤコントローラ３に返すことができる。

なお、第１ドライブＤ１と第２ドライブＤ２では、前記ＮＡＮＤアドレスＣが同一の値になることもあれば、異なる値になることもある。ＲＡＩＤ１構成をとるコンピュータシステム１において重要なことは、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２のＬＢＡ＝３６に対して同一のデータが記憶されていることであり、第１ドライブＤ１と第２ドライブＤ２においてＬＢＡ＝３６のデータが記憶されているＮＡＮＤアドレスが同一であることではない。

次に、図７ａ〜図７ｃを参照して、ドライブ（第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）におけるデータ書き込み処理について詳細に説明する。
まず、ホストインターフェースコントローラ２０が、ＲＡＩＤコントローラ３から送信されたＷｒｉｔｅコマンドを受信する（ステップＳ７００１）と、ホストインターフェースコントローラ２０は、受信したＷｒｉｔｅコマンドをコマンド処理部２６に通知する（ステップＳ７００２）。

そして、コマンド処理部２６は、受信したＷｒｉｔｅコマンドが正常かどうかをチェックする（ステップＳ７００３）。かかるチェックの内容は、例えば、指定されたＬＢＡが、ドライブに指定可能な範囲内にあるかどうかや、指定されたセクタ数が多すぎないかどうか、などである。コマンド処理部２６によるチェックの結果、受信したコマンドが正常なコマンドではないと判断した場合（ステップＳ７００４、Ｎｏ）、ホストインターフェースコントローラ２０を操作して、ＲＡＩＤコントローラ３にエラーを通知する（ステップＳ７０２４）。

一方、コマンド処理部２６によるチェックの結果、受信したコマンドが正常なコマンドであると判断した場合（ステップＳ７００４、Ｙｅｓ）、ホストインターフェースコントローラ２０に、データバッファ２１内のデータ格納位置を指定して、ＲＡＩＤコントローラ３から書き込みデータを受信するよう指示する（ステップＳ７００５）。そして、ホストインターフェースコントローラ２０は、ＲＡＩＤコントローラ３から書き込みデータを受信（ステップＳ７００６）するとともに、ＲＡＩＤコントローラ３からデータを受信した場合、データの受信が完了したことをコマンド処理部２６に通知する（ステップＳ７００７）。

コマンド処理部２６は、ホストインターフェースコントローラ２０からデータ受信の完了通知を受け取った場合、記憶域管理部２２に、Ｗｒｉｔｅコマンドの情報を通知する（ステップＳ７００８）。かかるＷｒｉｔｅコマンドの情報には、ステップＳ７００１で受信した書き込み先の先頭ＬＢＡ及び書き込むセクタ数と、ステップＳ７００６で取得した書き込むデータが格納されているデータバッファ２１内の位置を含むものとされるが、この他の情報が含まれていてもよい。

そして、コマンド処理部２６からＷｒｉｔｅコマンドの情報を受信した記憶域管理部２２は、今後の処理のため、ユニットアドレスに書き込み先の先頭ＬＢＡが含まれるユニットのアドレスを、残りユニット数に、書き込むユニットの数を設定する（ステップＳ７００９）。かかる書き込み先の先頭ＬＢＡのユニットアドレスは、例えば、ユニット内のセクタ数が８であれば、ＬＢＡを８で割った商である。

また、書き込むユニットの数は、例えば、ユニット内のセクタ数が８であれば、書き込み先の先頭ＬＢＡに書き込むセクタ数を足した数を８で割った商である。なお、前記割り算において剰余がある場合は、商に１を足したものが書き込むユニットの数になる。ところで、セクタサイズは、ユニットサイズと異なる場合がある。例えば、セクタサイズが５１２バイトで、ユニットサイズが４０９６バイトの場合である（この時、ユニット内のセクタ数は４０９６÷５１２＝８である）。この場合、ステップＳ７００１で受信した書き込み先の先頭ＬＢＡが、ユニット内の先頭セクタではないことがある。つまり、ユニット内の途中のセクタから書き込まれることになる。

同様に、ステップＳ７００１で受信した書き込み先のＬＢＡ領域の末尾が、ユニット内の途中のセクタになっていることもある。そのような時は、ユニット内の、書き込みを指定されていないセクタのデータを、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９から読み出すなどして、ステップＳ７００６で受信したデータとマージすることで、ユニットデータを生成する必要がある。なお、本実施例ではそのようなケースの説明は省略する。

その後、記憶域管理部２２は、ＮＡＮＤ制御部２５に、ユニットアドレスと、当該ユニットの書き込みデータのデータバッファ２１内の格納位置とを示して、ユニットデータの書き込みを要求する（ステップＳ７０１０）。ＮＡＮＤ制御部２５は、受信したユニットアドレスに対して、データの書き込み先ＮＡＮＤアドレスを割り当て（ステップＳ７０１１）、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４に対して、書き込みデータのデータバッファ２１内の格納位置と、割り当てたＮＡＮＤアドレスとを示して、データの書き込みを要求する（ステップＳ７０１２）。

そして、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４は、データバッファ２１内の指定されたデータを読み出してＥＣＣ管理部２３に転送して誤り訂正符号化を施した後、そのデータを指定されたＮＡＮＤアドレスの存在するＮＡＮＤフラッシュメモリ１９に転送（ステップＳ７０１３）するとともに、当該ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９に、データの書き込みを要求する（ステップＳ７０１４）。

ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４からデータの書き込みを指示されたＮＡＮＤフラッシュメモリ１９は、データの書き込みを行い、書き込みが完了すると、データ書き込み処理が完了したことをＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４が検出できるようにする。そして、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４は、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９がデータ書き込みを完了したことを検出する（ステップＳ７０１５）と、書き込み処理を要求したＮＡＮＤ制御部２５に、データ書き込みの完了を通知する（ステップＳ７０１６）。

ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４からデータ書き込み完了の通知を受信したＮＡＮＤ制御部２５は、ユニットデータが書き込まれたＮＡＮＤアドレスとともに、記憶域管理部２２にデータの書き込み完了を通知する（ステップＳ７０１７）。そして、データの書き込み完了通知を受信した記憶域管理部２２は、マッピングテーブル２９の当該ユニットアドレスに対応するエントリの内容を、ＮＡＮＤ制御部２５から受信したＮＡＮＤアドレスに書き換える（ステップＳ７０１８）。この書き換え処理は、図６で説明した処理である。

以上によりユニットアドレス１つ分の書き込み処理が完了することとなるので、記憶域管理部２２は、コマンド処理部２６に、ユニットデータの書き込み完了を通知する（ステップＳ７０１９）。そして、コマンド処理部２６は、この書き込み完了通知を受けて、書き込みが完了したユニットデータが格納されているデータバッファ２１内の領域の再利用や、データバッファ２１の容量が足りずＲＡＩＤコントローラ３から受領していなかったデータの受信を行う。

その後、記憶域管理部２２は、次のユニットデータの処理を行うため、ユニットアドレスに１を足し、残りユニット数から１を引く（ステップＳ７０２０）。１つではなくＮ個のユニットデータをＮＡＮＤフラッシュメモリ１９に書き込む処理を行う場合は、ユニットアドレスに１ではなくＮを加算し、残りユニット数からＮを減算すればよい。記憶域管理部２２は、残りユニット数が０かどうか、つまり当該Ｗｒｉｔｅコマンドにかかわるデータ書き込み処理がすべて完了したかどうかを判断する（ステップＳ７０２１）。

残りユニット数が０でない場合（ステップＳ７０２１、Ｎｏ）、ステップＳ７０１０に戻って処理を継続するとともに、残りユニット数が０だった場合（ステップＳ７０２１、Ｙｅｓ）、記憶域管理部２２はＷｒｉｔｅコマンドの処理が完了したことをコマンド処理部２６に通知する（ステップＳ７０２２）。Ｗｒｉｔｅコマンドの処理が完了した通知を受けたコマンド処理部２６は、ホストインターフェースコントローラ２０を操作して、ＲＡＩＤコントローラ３にコマンド処理完了を通知する（ステップＳ７０２３）。以上が、ドライブ（第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）における書き込み処理（Ｗｒｉｔｅコマンド処理）の手順である。

次に、図８ａ〜図８ｃを参照して、ドライブ（第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）におけるデータ読み出し処理について詳細に説明する。
まず、ホストインターフェースコントローラ２０が、ＲＡＩＤコントローラ３から送信されたＲｅａｄコマンドを受信する（ステップＳ８００１）と、ホストインターフェースコントローラ２０は、受信したＲｅａｄコマンドをコマンド処理部２６に通知する（ステップＳ８００２）。

そして、コマンド処理部２６は、受信したＲｅａｄコマンドが正常かどうかをチェックする（ステップＳ８００３）。かかるチェックの内容は、例えば、指定されたＬＢＡが、ドライブに指定可能な範囲内にあるかどうかや、指定されたセクタ数が多すぎないかどうか、などである。コマンド処理部２６によるチェックの結果、受信したコマンドが正常なコマンドではないと判断した場合（ステップＳ８００４、Ｎｏ）、ホストインターフェースコントローラ２０を操作して、ＲＡＩＤコントローラ３にエラーを通知する（ステップＳ８０２３）。

一方、コマンド処理部２６によるチェックの結果、受信したコマンドが正常なコマンドであると判断した場合（ステップＳ８００４、Ｙｅｓ）、記憶域管理部２２にＲｅａｄコマンドの情報を通知する（ステップＳ８００５）。かかるＲｅａｄコマンドの情報には、読み出す領域の先頭ＬＢＡと、読み出すセクタ数を含むものとされるが、この他に情報が含まれていてもよい。

そして、コマンド処理部２６からＲｅａｄコマンドの情報を受信した記憶域管理部２２は、今後の処理のため、ユニットアドレスに読み出す領域の先頭ＬＢＡが含まれるユニットのアドレスを、残りユニット数に、読み出すユニットの数を設定する（ステップＳ８００６）。かかる読み出す領域の先頭ＬＢＡのユニットアドレスや、読み出すユニット数の計算方法は、Ｗｒｉｔｅコマンド処理（図７）の説明時の内容と同じである。

その後、記憶域管理部２２は、当該ユニットアドレスで、マッピングテーブル２９にアクセスし、対応するエントリの内容を取得する（ステップＳ８００７）。かかるマッピングテーブル２９は、例えば、図５で示すようなものである。そして、記憶域管理部２２は、取得した内容がＮＡＮＤアドレスかどうかを判断し（ステップＳ８００８）、取得した内容がＮＡＮＤアドレスではなかった場合（ステップＳ８００８、Ｎｏ）、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９からはデータの読み出しを行わず、その代わり、予め決められた特定データが存在するアドレスとともに、コマンド処理部２６に、当該ユニットのデータの読み出し完了を通知する（ステップＳ８０２２）。

この特定データとは、例えば、オールゼロのデータ（全てゼロのデータ）やオール‘１’のデータ（全て１のデータ）などである。上記メモリ領域のアドレスは、例えばデータバッファ２１内のアドレスであってもよく、上記特定データを生成するハードウェアのアドレスであってもよい。

一方、マッピングテーブル２９から取得した内容がＮＡＮＤアドレスだった場合（ステップＳ８００８、Ｙｅｓ）、記憶域管理部２２は、取得したＮＡＮＤアドレスを指定して、ＮＡＮＤ制御部２５にユニットデータの読み出しを要求する（ステップＳ８００９）とともに、ＮＡＮＤ制御部２５は、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４に対して、読み出し先のＮＡＮＤアドレスを示して、データの読み出しを要求する（ステップＳ８０１０）。

そして、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４は、指定されたＮＡＮＤアドレスの存在するＮＡＮＤフラッシュメモリ１９に読み出し要求を送り（ステップＳ８０１１）、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４からデータの読み出しを指示されたＮＡＮＤフラッシュメモリ１９は、データの読み出しを行う。読み出しが完了して読み出したデータの転送準備が整うと、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９は、データ読み出し処理が完了したことをＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４が検出できるようにする。

また、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４は、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９がデータ読み出しを完了したことを検出する（ステップＳ８０１２）と、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９からデータを読み出しながら、ＥＣＣ処理部２３に転送する（ステップＳ８０１３）。かかるＥＣＣ処理部２３では、転送されてきた読み出しデータに対して誤り訂正処理を行い、訂正を行ったデータを、データバッファ２１に格納する（ステップＳ８０１４）。

誤り訂正を行った読み出しデータがデータバッファ２１に書き込まれた場合、ＮＡＮＤ制御部２５は読み出し処理の完了を記憶域管理部２２に通知する（ステップＳ８０１５）。以上によりユニットアドレス１つ分の読み出し処理が完了することとなるので、記憶域管理部２２は、コマンド処理部２６に、ユニットデータの読み出し完了を通知する（ステップＳ８０１６）。そして、コマンド処理部２６は、この読み出し完了通知を受けて、例えば、読み出されたユニットデータを、ホストインターフェースコントローラ２０を操作してＲＡＩＤコントローラ３に転送する（ステップＳ８０１７）。

その後、記憶域管理部２２は、次のユニットデータの処理を行うため、ユニットアドレスに１を足し、残りユニット数から１を引く（ステップＳ８０１８）。１つではなくＮ個のユニットデータをＮＡＮＤフラッシュメモリ１９から読み出す処理を行う場合は、ユニットアドレスに１ではなくＮを加算し、残りユニット数からＮを減算すればよい。記憶域管理部２２は、残りユニット数が０かどうか、つまり当該Ｒｅａｄコマンドにかかわるデータ読み出し処理がすべて完了したかどうかを判断する（ステップＳ８０１９）。

残りユニット数が０でない場合（ステップＳ８０１９、Ｎｏ）、ステップＳ８００７に戻って処理を継続するとともに、残りユニット数が０だった場合（ステップＳ８０１９、Ｙｅｓ）、記憶域管理部２２はＲｅａｄコマンドの処理が完了したことをコマンド処理部２６に通知する（ステップＳ８０２０）。Ｒｅａｄコマンドの処理が完了した通知を受けたコマンド処理部２６は、ホストインターフェースコントローラ２０を操作して、ＲＡＩＤコントローラ３にコマンド処理完了を通知する（ステップＳ８０２１）。以上が、ドライブ（第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）における読み込み処理（Ｒｅａｄコマンド処理）の手順である。

次に、ホスト２とＲＡＩＤコントローラ３を含めた、コンピュータシステム１全体としてのデータ書き込み処理の手順について、図９を用いて説明する。
まず、ホスト２は、ＲＡＩＤコントローラ３に対してＷｒｉｔｅコマンドを発行する（ステップＳａ０１）。このＷｒｉｔｅコマンドには、書き込む領域の先頭ＬＢＡと書き込む領域のセクタ数の情報が含まれるが、この他の情報が含まれていてもよい。

ホスト２からＷｒｉｔｅコマンドを受信したＲＡＩＤコントローラ３は、その受信したＷｒｉｔｅコマンドから作成したＷｒｉｔｅコマンドを、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２に送信する（ステップＳａ０２、ステップＳａ０３）。なお、生成したＷｒｉｔｅコマンドは、少なくとも、書き込む領域の先頭ＬＢＡと、書き込む領域のセクタ数を含むものとされる。

基本的なＲＡＩＤ１構成の場合、ＲＡＩＤコントローラ３が生成して第ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２に送るＷｒｉｔｅコマンドは、ホスト２から受信したＷｒｉｔｅコマンドに含まれる、書き込む領域の先頭ＬＢＡと、書き込む領域のセクタ数を、含むものとされ、ＲＡＩＤコントローラ３からＷｒｉｔｅコマンドを受信した第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２は、それぞれ、図７ａ〜図７ｃで説明した処理を行う。

したがって、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２は、ＲＡＩＤコントローラ３に対して、書き込むデータを要求する（ステップＳａ０４、ステップＳａ０５）とともに、ＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２の両方から書き込むデータの要求が届くのを待ってから、ホスト２に書き込むデータを要求する（ステップＳａ０６）。

ＲＡＩＤコントローラ３からデータを要求されたホスト２は、書き込むデータを送る（ステップＳａ０７）とともに、ＲＡＩＤコントローラ３は、ホスト２から受信した書き込みデータを、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２に転送する（ステップＳａ０８、ステップＳａ０９）。そして、ＲＡＩＤコントローラ３から書き込むデータを受信した第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２は、それぞれ受信したデータを書き込む（ステップＳａ１０、ステップＳａ１１）。

また、Ｗｒｉｔｅコマンドの書き込みデータが一回のデータ転送では転送しきれない大きなサイズだった場合、ステップＳａ０４からステップＳａ１１までを繰り返す。Ｗｒｉｔｅコマンドの対象データを全て書き込み終えると、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２は、ＲＡＩＤコントローラ３にコマンド処理の完了を通知する（ステップＳａ１２、ステップＳａ１３）とともに、ＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２の両方からコマンド処理完了の通知を受信するのを待ってから、ホスト２にＷｒｉｔｅコマンドの完了を通知する（ステップＳａ１４）。

このように、ＲＡＩＤ１においては、ＲＡＩＤコントローラ３が、接続されているすべてのドライブ（本実施形態においては第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）に対して、同一のＬＢＡに同一のデータが書き込まれるように制御する。また、ＲＡＩＤコントローラ３は、接続されているすべてのドライブのＷｒｉｔｅコマンド処理完了を待つこととなる。したがって、ＲＡＩＤ１のデータ読み書き性能は、最も性能が低いドライブに律速されることとなる。

次に、図９に基づくデータの書き込み処理が行われることよる第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２の内部状態について、図１０を用いて説明する。
図１０における左側の図は、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２におけるＬＢＡ領域の使用状態を表した模式図である。図９に基づく説明の通り、ＲＡＩＤコントローラ３の処理によって、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２における同一のＬＢＡには、ホスト２が指定したデータが書き込まれる。したがって、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２の、ＬＢＡ領域の使用状況は全く同じになる。

また、図１０における右側の図は、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２が具備するＮＡＮＤフラッシュメモリ１９の使用状況を表した模式図である。図９に基づく説明の通り、ＲＡＩＤコントローラ３の処理によって、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２には、同一回数のＷｒｉｔｅコマンドにより同じサイズのデータが書き込まれる。したがって、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２がそれぞれ具備するＮＡＮＤフラッシュメモリ１９の使用状況も全く同じになる。

すなわち、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２がそれぞれ具備するＮＡＮＤフラッシュメモリ１９の使用状況が全く同じということは、第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２の、読み書き性能が同一であることを意味し、さらに言えば、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９の疲弊状態も、同一であると考えられることを意味する。このことは、データへの冗長性付与及び信頼性向上というＲＡＩＤ１構成の目的を達成するために重要な要件である。

ここで、本実施形態に係るコンピュータシステム１は、複数のドライブ（第１ドライブＤ１及び第２ドライブＤ２）と、ドライブをコピー元ドライブ及びコピー先ドライブとして識別し、コピー元ドライブのデータをコピー先ドライブに書き込んでコピー可能なコピー部（ＲＡＩＤコントローラ３）とを具備するとともに、コピー部は、コピー元ドライブの未書き込みアドレス領域（ＬＢＡ）に対応するコピー先ドライブのアドレス領域（ＬＢＡ）を未書き込みアドレス領域（ＬＢＡ）とするものとされている。

また、本実施形態に係るコピー元ドライブは、当該コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域及び未書き込みアドレス領域を特定可能なマップ情報を有したマッピングテーブル２９が記憶されるとともに、コピー部は、マッピングテーブル２９に基づいてコピーすることによりリビルド可能なものとされている。

さらに、本実施形態に係るマッピングテーブル２９のマップ情報は、コピー元ドライブにおいて予め定められたサイズの記憶領域が割り当てられたセクタ単位のビットマップ情報から成るもの、コピー元ドライブにおいて予め定められたサイズの記憶領域が割り当てられたセクタを任意にまとめたユニット単位のビットマップ情報から成るもの、コピー元ドライブにおいて書き込み済みアドレス領域を特定可能な情報から成るもの、又はコピー元ドライブにおいて未書き込みアドレス領域を特定可能な情報から成るものとされている。

特に、第１の実施形態に係るコピー部（ＲＡＩＤコントローラ３）は、上記したマップ情報に基づいてコピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域を抽出し、その抽出した書き込み済みアドレス領域のデータのみを当該書き込み済み領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域に書き込むよう構成されている。具体的には、リビルド時に、書き込み済みのＬＢＡの情報をコピー元ドライブから取得し、その情報に基づいて書き込み済みのＬＢＡのデータのみコピーするよう構成されている。

次に、具体的なマップ情報について、図１１を用いて説明する。
図１１（ａ）は、書き込み済みＬＢＡ（セクタ）を‘１’、未書き込みＬＢＡを‘０’で表現したビットマップ形式のマップ情報の模式図である。この図１１（ａ）では、ビットマップのバイト０ビット０がＬＢＡ＝０が書き込み済みかどうかを、バイト０ビット１がＬＢＡ＝１が書き込み済みかどうかを示している。したがって、かかる図１１（ａ）の場合、書き込み済みのＬＢＡ領域は、ＬＢＡ＝０から１、４から１１、２４から３９、４８から６２、となる。そして、ＬＢＡ＝６４以降についても、図１１（ａ）と同様にしてマップ情報を作成する。

図１１（ｂ）は、ＬＢＡ単位ではなく、ドライブが使用しているユニットを単位とした、ビットマップ形式のマップ情報であり、書き込み済みユニットを‘１’、未書き込みユニットを‘０’で表現したビットマップ形式のマップ情報の模式図である。この図１１（ｂ）では、ビットマップのバイト０ビット０がユニットアドレス＝０が書き込み済みかどうかを、バイト０ビット１がユニットアドレス＝１が書き込み済みかどうかを示している。したがって、かかる図１１（ｂ）の場合、書き込み済みのユニットアドレスは、ユニットアドレス＝０から１、４から１１、２４から３９、４８から６２、となる。そして、ユニットアドレス＝６４以降についても、図１１（ｂ）と同様にしてマップ情報を作成する。

また、マップ情報は、図１２に示すように、書き込み済み領域の先頭ＬＢＡと、その先頭ＬＢＡからの連続するセクタ数との組からなる構造の情報でもよい。同図は、書き込み済み領域の先頭ＬＢＡとその先頭ＬＢＡからの連続するセクタ数の一組を有効領域として、有効領域０、有効領域１という形で配列上のデータ構造になっている。

図１２では、具体的に、有効領域の先頭ＬＢＡを８バイト、その先頭ＬＢＡからの連続するセクタ数を８バイトとした場合の例を示している。なお、図１１（ａ）のビットマップ形式のマップ情報を、図１２の配列構造で表現すると、有効領域０の先頭ＬＢＡが０でセクタ数が２、有効領域１の先頭ＬＢＡが４でセクタ数が８、有効領域２の先頭ＬＢＡが２４でセクタ数が１６、有効領域３の先頭ＬＢＡが４８でセクタ数が１５、となる。この図１２の表現方法は、セクタ（ＬＢＡ）単位ではなくユニット単位でも同様に作成することができる。

次に、上記したマップ情報を利用した場合のリビルドの手順について、図１４を用いて説明する。なお、本実施形態においては、コピー元ドライブを第１ドライブＤ１、コピー先ドライブを第３ドライブＤ３として説明する。
まず、ＲＡＩＤコントローラ３がリビルドを開始すると、ＲＡＩＤコントローラ３が第３ドライブＤ３に対してドライブコピー準備の実行を要求する（ステップＳｂ０１）とともに、第３ドライブＤ３はドライブコピー準備を実行する（ステップＳｂ０２）。なお、ドライブコピー準備の処理内容は図１６を使って説明する。

第３ドライブＤ３は、ドライブコピー準備が完了すると、処理完了をＲＡＩＤコントローラ３に通知する（ステップＳｂ０３）とともに、ＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１に、総セクタ数の読み出しを要求する（ステップＳｂ０４）。そして、第１ドライブＤ１は、ＲＡＩＤコントローラ３からの要求に応じて、第１ドライブＤ１の総セクタ数を返す（ステップＳ１ｂ０５）。なお、ＲＡＩＤコントローラ３がこのリビルドを開始する前に第１ドライブＤ１の総セクタ数を知っている場合は、この処理をしなくてもよい。

第１ドライブＤ１の総セクタ数を受信したＲＡＩＤコントローラ３は、以降の処理を、第１ドライブＤ１の全セクタについて完了するまで繰り返す。そして、ＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１に対して、マップ情報の読み出しを要求し（ステップＳｂ０６）、マップ情報の読み出し要求を受領した第１ドライブＤ１は、マップ情報を作成して、ＲＡＩＤコントローラ３に返す（ステップＳｂ０７）。なお、ここで第１ドライブＤ１がＲＡＩＤコントローラ３に返すマップ情報のサイズは、どのような方法で決めてもよい。

例えば、ＲＡＩＤコントローラ１２から、先頭ＬＢＡとセクタ数によってＬＢＡ領域を指定して、第１ドライブＤ１が当該ＬＢＡ領域内の有効データに関するマップ情報を返す方法でもよい。また、例えば、第１ドライブＤ１が、固定サイズのマップ情報と、先頭ＬＢＡに関する情報を返す方法でもよく、さらには、第１ドライブＤ１が固定サイズのマップ情報のみを返す場合でもよい。もちろん、この他の方法でもよいが、いずれの方法を使った場合でも、書き込み済みのセクタ（ＬＢＡ）が判別できるマップ情報を返すことができることが必要である。

マップ情報を受信したＲＡＩＤコントローラ３は、受信したマップ情報を解析して、書き込み済みＬＢＡ領域を抽出する（ステップＳｂ０８）。その後、ＲＡＩＤコントローラ３は、抽出した書き込み済みＬＢＡ領域の個々について、以降の処理を行うものとされ、書き込み済みＬＢＡ領域について、第１ドライブＤ１に読み出し要求を出す（ステップＳｂ０９）。

読み出し要求を受けた第１ドライブＤ１は、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９からデータを読み出し（ステップＳｂ１０）、読み出したデータをＲＡＩＤコントローラ３に返す（ステップＳｂ１１）。そして、ＲＡＩＤコントローラ３から要求されたデータサイズが一回のデータ転送で転送しきれないサイズの場合は、第１ドライブＤ１は上記転送処理を必要な回数だけ繰り返し、最後にＲＡＩＤコントローラ３に読み出しコマンド処理完了を通知する（ステップＳｂ１２）。

第１ドライブＤ１からデータを受信したＲＡＩＤコントローラ３は、当該書き込みＬＢＡ領域と同じ先頭ＬＢＡおよびセクタ数を指定して、第３ドライブＤ３に書き込み要求を発行する（ステップＳｂ１３）。そして、書き込み要求を受領した第３ドライブＤ３は、ＲＡＩＤコントローラ３に書き込むデータを要求し（ステップＳｂ１４）、その要求に対してＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１から読み出したデータを転送する（ステップＳｂ１５）。

書き込むデータを受領した第３ドライブＤ３は、ＲＡＩＤコントローラ３から指定されたＬＢＡ領域に、受領したデータを書き込む（ステップＳｂ１６）とともに、ステップＳｂ１３における書き込み要求のサイズが、一回のデータ転送で転送しきれないサイズだった場合、このデータ転送処理とデータ書き込み処理を、必要な回数だけ繰り返す。最後に、ステップＳｂ１３で受領した書き込み要求に対する処理が完了することにより、第３ドライブＤ３はＲＡＩＤコントローラ３にコマンド処理完了を通知する（ステップＳｂ１７）。

次に、本実施形態におけるリビルドの手順について、図１５ａ〜図１５ｃを用いて説明する。なお、この場合も、コピー元ドライブを第１ドライブＤ１、コピー先ドライブを第３ドライブＤ３として説明する。
まず、ＲＡＩＤコントローラ３は、リビルドを開始にあたって、ホスト２からのアクセス要求の処理を一時中断し（ステップＳ１５００１）、第３ドライブＤ３にドライブコピー準備の実行を要求する（ステップＳ１５００２）とともに、第３ドライブＤ３はドライブコピー準備を実行する（ステップＳ１５００３）。

そして、第３ドライブＤ３は、ドライブコピー準備が完了すると、処理完了をＲＡＩＤコントローラ３に通知する（ステップＳ１５００４）とともに、ＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１に、総セクタ数の読み出しを要求する（ステップＳ１５００５）。そして、第１ドライブＤ１は、ＲＡＩＤコントローラ３からの要求に応じて、第１ドライブＤ１の総セクタ数を返す（ステップＳ１５００６）。なお、ＲＡＩＤコントローラ３がこのリビルドを開始する前に第１ドライブＤ１の総セクタ数を知っている場合は、この処理をしなくてもよい。

その後、ＲＡＩＤコントローラ３は、今後の処理のため、先頭ＬＢＡに０を、残りセクタ数としてステップＳ１９００６で取得した第１ドライブＤ１の総セクタ数を設定する（ステップＳ１５００７）とともに、第１ドライブＤ１に対して、先頭ＬＢＡを指定して、マップ情報の読み出しを要求する（ステップＳ１５００８）。マップ情報の読み出し要求を受領した第１ドライブＤ１は、マップ情報を作成して、ＲＡＩＤコントローラ３に返す（ステップＳ１５００９）。

そして、マップ情報を受信したＲＡＩＤコントローラ３は、受信したマップ情報を解析して、書き込み済みＬＢＡ領域を抽出する（ステップＳ１５０１０）とともに、抽出した書き込み済みＬＢＡ領域から一つ選択する（ステップＳ１５０１１）。なお、抽出したＬＢＡ領域は複数存在することがある。その後、ＲＡＩＤコントローラ３は、抽出した書き込み済みＬＢＡ領域の先頭ＬＢＡとセクタ数を指定して、第１ドライブＤ１に読み出し要求を出す（ステップＳ１５０１２）。

読み出し要求を受けた第１ドライブＤ１は、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９からデータを読み出して、読み出したデータをＲＡＩＤコントローラ３に返す（ステップＳ１５０１３）。そして、第１ドライブＤ１からデータを受信したＲＡＩＤコントローラ３は、当該書き込みＬＢＡ領域と同じ先頭ＬＢＡおよびセクタ数を指定して、第３ドライブＤ３に書き込み要求を発行する（ステップＳ１５０１４）。

書き込み要求を受領した第３ドライブＤ３は、ＲＡＩＤコントローラ３から書き込むデータを受領して、ＲＡＩＤコントローラ３から指定されたＬＢＡ領域に、受領したデータを書き込む（ステップＳ１５０１５）とともに、ＲＡＩＤコントローラ１２は、ステップＳ１５０１０で抽出して全書き込み済みＬＢＡ領域のコピーが完了したかどうかを判断する（ステップＳ１５０１６）。

そして、抽出した全書き込み済みＬＢＡ領域のコピーが完了していない場合（ステップＳ１５０１６、Ｎｏ）、ステップＳ１５０１１に戻って次の書き込み済みＬＢＡ領域情報を取得し、処理を継続するとともに、抽出した全書き込み済みＬＢＡ領域のコピーが完了した場合（ステップＳ１５０１６、Ｙｅｓ）、ＲＡＩＤコントローラ３は、先頭ＬＢＡをステップＳ１５００９で取得したマップ情報の次のＬＢＡに設定し、残りセクタ数をＳ１５００９で取得したマップ情報に含まれていたセクタ数だけ減算する（ステップＳ１５０１７）。

ここで、ＲＡＩＤコントローラ３は、残りセクタ数が０になったかどうか判断し（ステップＳ１５０１８）、残りセクタ数が０ではなかった場合（ステップＳ１５０１８、Ｎｏ）、ステップＳ１５００８に戻って次のマップ情報を取得し、処理を継続するとともに、残りセクタ数が０だった場合（ステップＳ１５０１８、Ｙｅｓ）、第３ドライブＤ３にマッピングテーブル２９の不揮発化を要求する（ステップＳ１５０１９）。この要求は、例えば、ＳＡＴＡのＦＬＵＳＨコマンドやＳＴＡＮＤＢＹコマンド、ＮＶＭｅのＦＬＵＳＨコマンド、ＳＣＳＩのＳＹＮＣＨＲＯＮＩＺＥ ＣＡＣＨＥコマンドなどを使うことが考えられる。

マッピングテーブル２９の不揮発化要求を受けた第３ドライブＤ３は、マッピングテーブル２９の不揮発化を行い（ステップＳ１５０２０）、不揮発化が完了したことをＲＡＩＤコントローラ３に通知する（ステップＳ１５０２１）。このようにリビルドが完了することにより、ＲＡＩＤコントローラ３は、ホスト２からのアクセス受付を再開する（ステップＳ１５０２２）。

以上の処理により、第１ドライブＤ１における書き込み済みＬＢＡ領域のデータのみ、コピー先である第３ドライブＤ３にコピーすることができ、その結果、第３ドライブＤ３の状態も、第１ドライブＤ１の状態と同一となる。本実施例におけるリビルドの結果、第１ドライブＤ１と第３ドライブＤ３の内部状態が同一になることで、ＲＡＩＤ１が目的とする冗長性の付与と信頼性の向上は達成できる。また、第１ドライブＤ１と、リビルド後の第３ドライブＤ３との書き込み性能はほぼ同一であり、ＲＡＩＤ１の書き込み性能が故障前のドライブと比べて同一に保たれる。

次に、リビルドで必要となるドライブコピー準備処理について、図１６ａ及び図１６ｂを用いて説明する。
このドライブコピー準備処理とは、ドライブの全ＬＢＡを未書き込み状態にする処理であり、プロトコルに応じて適切なコマンドを使用すればよい。なお、本実施形態においては、ドライブコピー準備処理を、全ＬＢＡ領域を対象とした開放機能（後述する）で実現する場合を例にとって説明する。

まず、ホストインターフェースコントローラ２０は、ＲＡＩＤコントローラ３から送信されたドライブコピー準備処理のコマンドを受信する（ステップＳ１６００１）と、受信したドライブコピー準備処理コマンドをコマンド処理部２６に通知する（ステップＳ１６００２）とともに、コマンド処理部２６は、受信したドライブコピー準備処理コマンドが正常かどうかをチェックする（ステップＳ１６００３）。

そして、コマンド処理部２６は、チェックの結果、受信したコマンドが正常なコマンドではないと判断した場合（ステップＳ１６００４、Ｎｏ）、ホストインターフェースコントローラ２０を操作して、ＲＡＩＤコントローラ３にエラーを通知する（ステップＳ１６０１８）とともに、チェックの結果、受信したコマンドが正常なコマンドだと判断した場合（ステップＳ１６００４、Ｙｅｓ）、記憶域管理部２２に、ドライブコピー準備として全ＬＢＡを未書き込み状態にするよう指示する。

本実施例では、この処理は全ＬＢＡ領域の開放処理で実現されるため、コマンド処理部２６の指示内容は、全ＬＢＡ領域の開放となる（ステップＳ１６００５）。そこで、記憶域管理部２２は、マッピングテーブル２９の全エントリを未書き込み状態にする（ステップＳ１６００６）。そして、記憶域管理部２２は、マッピングテーブル２９の処理を終えたことにより、ＮＡＮＤ制御部２５に、その更新したマッピングテーブル２９をＮＡＮＤフラッシュメモリ１９に書き込む要求を発行する（ステップＳ１６００７）。

ＮＡＮＤ制御部２５は、マッピングテーブル２９の書き込み先ＮＡＮＤアドレスを割り当て（ステップＳ１６００８）、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４に対して、マッピングテーブル２９の格納位置と、割り当てたＮＡＮＤアドレスとを示して、書き込みを要求する（ステップＳ１６００９）。そして、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４は、マッピングテーブル２９を読み出してＥＣＣ管理部２３に転送して誤り訂正符号化を施した後、指定されたＮＡＮＤアドレスの存在するＮＡＮＤフラッシュメモリ１９に転送する（ステップＳ１６０１０）。

そして、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４は、当該ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９に、書き込みを要求する（ステップＳ１６０１１）とともに、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４から書き込みを指示されたＮＡＮＤフラッシュメモリ１９は、データの書き込みを行う。そして、書き込みが完了すると、ＮＡＮＤフラッシュメモリ１９は、書き込み処理が完了したことをＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４が検出できるようにする。

その後、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４によりＮＡＮＤフラッシュメモリ１９が書き込みを完了したことを検出する（ステップＳ１６０１２）と、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４は、書き込み処理を要求したＮＡＮＤ制御部２５に、書き込みの完了を通知する（ステップＳ１６０１３）。そして、ＮＡＮＤインターフェースコントローラ２４から書き込み完了の通知を受信したＮＡＮＤ制御部２５は、マッピングテーブル２９が書き込まれたＮＡＮＤアドレスとともに、記憶域管理部２２にデータの書き込み完了を通知する（ステップＳ１６０１４）。

マッピングテーブル２９の書き込み完了通知を受信した記憶域管理部２２は、マッピングテーブル２９の書き込み先アドレスを記録する（ステップＳ１６０１５）とともに、コマンド処理部２６に、全ＬＢＡ領域の開放処理完了を通知する（ステップＳ１６０１６）。そして、コマンド処理部２６は、この処理完了通知を受けて、ホストインターフェースコントローラ２０を操作して、ＲＡＩＤコントローラ３にコマンド処理完了を通知する（ステップＳ１６０１７）。以上がドライブにおけるドライブコピー準備処理の手順である。

次に、図１７を用いて開放処理におけるマッピングテーブル２９の操作を説明する。かかる開放処理は、対象のＬＢＡ領域を未書き込み状態にする処理である。なお、上述のドライブコピー準備処理は、全ＬＢＡ領域が開放対象なので、マッピングテーブル２９について、すべてのユニットアドレスに対応するエントリを未書き込み状態にすることに相当する。したがって、マッピングテーブル２９のエントリの中で、ＮＡＮＤアドレスが記録されているエントリを、すべて未書き込み状態にする。

図１７では、ユニットアドレス＝１、２、４にＮＡＮＤアドレスが記録されている。これは、ユニットアドレス＝１の最新データがＮＡＮＤアドレスＡに、ユニットアドレス＝２の最新データがＮＡＮＤアドレスＢに、ユニットアドレス＝４の最新データがＮＡＮＤアドレスＣに、記憶されていることを意味する。この状態でドライブコピー準備処理による開放処理を行った場合、図１７のように、ユニットアドレス＝１、２、４のエントリを全て未書き込み状態にする。この操作により、ユニットアドレス＝１、２、４は最新データがドライブに記憶されていないことになり、開放処理が実現される。

本第１の実施形態に係る発明の従来のリビルドと比較した場合の技術的優位性については、本明細書の末尾にて説明する。同様に、以降で説明する各実施形態に係る発明の従来技術と比較した場合の技術的優位性についても、本明細書の末尾にて説明する。

次に、本発明の第２の実施形態について説明する。なお、コンピュータシステム１の構成は、第１の実施形態と同様である。
本実施形態に係るコンピュータシステム１は、コピー先ドライブにおける書き込みアドレス領域を未書き込みアドレス領域とする開放機能を有し、且つ、コピー部（ＲＡＩＤコントローラ３）は、コピー元ドライブの全データをコピー先ドライブに書き込んでコピーするとともに、マップ情報に基づいてコピー元ドライブにおける未書き込みアドレス領域を抽出し、その抽出した未書き込みアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を開放機能により未書き込みアドレス領域とするものである。

本実施形態においては、開放処理は、ドライブ内の、あるＬＢＡのデータが書き込まれた記憶領域を開放する、という処理を行うものとされ、かかる処理は、ＳＣＳＩではＵＮＭＡＰコマンドで、ＳＡＴＡとＮＶＭｅではＤａｔａｓｅｔ Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔコマンドで、ドライブに対して要求を発行できる。

図１３は、開放対象領域情報の一例の模式図である。この開放対象領域情報の構造は、図１２で説明した、書き込み済み領域の先頭ＬＢＡと、その先頭ＬＢＡからの連続するセクタ数との組からなる、マップ情報の構造に似ている。図１３では、具体的に、開放対象領域の先頭ＬＢＡを８バイト、その先頭ＬＢＡからの連続するセクタ数を８バイトとした場合の例を示している。

そして、無効領域０が、開放対象領域の１つめ、無効領域１が開放対象領域の２つめ、という形で、複数の開放対象領域が配列構造をなしている。ドライブはこの開放対象領域情報から解放対象領域を一つずつ取得し、図１８を用いて説明する処理を行う。

次に、ドライブにおける開放処理の手順について、図１８ａ〜図１８ｃを用いて説明する。
まず、ホストインターフェースコントローラ２０は、ＲＡＩＤコントローラ３から送信された開放コマンドを受信する（ステップＳ１８００１）と、その受信した開放コマンドをコマンド処理部２６に通知する（ステップＳ１８００２）。

そして、コマンド処理部２６は、受信した開放コマンドが正常かどうかをチェックし（ステップＳ１８００３）、チェックの結果、受信したコマンドが正常なコマンドではないと判断した場合（ステップＳ１８００４、Ｎｏ）、ホストインターフェースコントローラ２０を操作して、ＲＡＩＤコントローラ３にエラーを通知する（ステップＳ１８０２０）とともに、チェックの結果、受信したコマンドが正常なコマンドだと判断した場合（ステップＳ１８００４、Ｙｅｓ）、ホストインターフェースコントローラ２０を通じて、ＲＡＩＤコントローラ３から、開放対象領域の情報を受信する（ステップＳ１８００５）。開放対象領域情報とは、少なくとも、開放対象領域の先頭ＬＢＡとセクタ数とを含む情報であって、複数の開放対象領域の情報を含んでいてもよい。

そして、ホストインターフェースコントローラ２０は、ＲＡＩＤコントローラ３から受信した開放対象領域情報を、コマンド処理部２６から指示された、データバッファ２１内の位置に格納し（ステップＳ１８００６）、開放対象領域情報の受信を完了したことをコマンド処理部２６に通知する（ステップＳ１８００７）。その後、コマンド処理部２６は、開放対象領域情報が格納されたデータバッファ２１内の位置とともに、記憶域管理部２２に、開放コマンドを通知する（ステップＳ１８００８）。

記憶域管理部２２は、複数存在し得る開放対象領域情報から、開放対象領域情報を一つ取得する（ステップＳ１８００９）とともに、ユニットアドレスとして開放対象領域の先頭ＬＢＡのユニットアドレスを設定し、残りユニット数として同開放対象領域のユニット数を設定する（ステップＳ１８０１０）。その後、記憶域管理部２２は、マッピングテーブル２９の当該ユニットアドレスのエントリを参照し（ステップＳ１８０１１）、取得したエントリがＮＡＮＤアドレスかどうかを判断する（Ｓ１８０１２）。

そして、エントリの内容がＮＡＮＤアドレスではなかった場合（ステップＳ１８０１２、Ｎｏ）、このユニットについては何も処理せずステップＳ１８０１５に進むとともに、エントリの内容がＮＡＮＤアドレスだった場合、記憶域管理部２２は、ＮＡＮＤ制御部２５に対して、当該ＮＡＮＤアドレスのデータが開放されたことを通知する（ステップＳ１８０１３）。この通知により、ＮＡＮＤ制御部２５は、通知を受けたＮＡＮＤアドレスのデータが不要であることを認識する。

その後、記憶域管理部２２は、マッピングテーブル２９の、当該ユニットアドレスのエントリを未書き込み状態にする（ステップＳ１８０１４）。かかるマッピングテーブル２９のエントリを未書き込み状態にする工程については、図１７を用いて既述した。そして、記憶域管理部２２は、次のユニットの処理を行うため、ユニットアドレスに１を加算し、残りユニット数から１を減算し（ステップＳ１８０１５）、残りユニット数が０かどうかをチェックする（ステップＳ１８０１６）。

残りユニット数が０ではなかった場合（ステップＳ１８０１６、Ｎｏ）、当該開放対象領域の処理を継続するため、ステップＳ１８０１１に戻って処理を継続するとともに、残りユニット数が０だった場合（ステップＳ１８０１６、Ｙｅｓ）、当該開放対象領域に対する処理は完了したので、ステップＳ１８００５で取得した開放対象領域情報に含まれていたすべての開放対象領域に対する処理が完了したかどうかをチェックする。このチェックは、残り開放対象領域が０かどうかチェックすることで行われる（ステップＳ２２０１７）。

残り開放対象領域数が０ではなかった場合（ステップＳ１８０１７、Ｎｏ）、ステップＳ１８００９に戻って、次の開放対象領域に対する処理を行うとともに、残り開放対象領域数が０だった場合（ステップＳ１８０１７、Ｙｅｓ）、これでステップＳ１８００１において受信した開放コマンドの処理がすべて完了したことを意味する。そこで記憶域管理部２２は、開放コマンドの処理が完了したことをコマンド処理部２６に通知する（ステップＳ１８０１８）。

そして、開放コマンド処理完了の通知を受けたコマンド処理部２６は、ホストインターフェースコントローラ２０を通じて、ＲＡＩＤコントローラ３に開放コマンド処理完了を通知する（ステップＳ１８０１９）。以上がドライブにおける開放処理の処理手順である。

図１９は、開放対象領域情報の別の一例の模式図である。同図では、開放対象領域の先頭ＬＢＡを６バイト、その先頭ＬＢＡからの連続するセクタ数を２バイトとした場合の例を示している。そして、無効領域０が、開放領域の１つめ、無効領域１が開放対象領域の２つめ、という形で、複数の開放対象領域が配列構造をなしている。

ドライブは、この開放対象領域情報から解放対象領域を一つずつ取得し、図１８で説明した処理を行う。この場合、図１３の開放対象領域情報と比較して、領域一つを表現するサイズが半分となっており（図１３では１６バイトに対して図１９では８バイト）、少ないデータサイズで多くの開放対象領域を指定することができる。なお、図１３と図１９のどちらの形式の開放対象領域情報を使用するかは、準拠する標準規格などによって、ドライブとＲＡＩＤコントローラ３の間で整合性がとれていればよい。

次に、本実施形態におけるリビルドの手順について、図２０を用いて説明する。
まず、ＲＡＩＤコントローラ３は、交換によって新たに接続された第３ドライブＤ３に対して、ドライブコピー準備処理を要求する（ステップＳｃ０１）とともに、第３ドライブＤ３は、ドライブコピー準備を実行する（ステップＳｃ０２）。このドライブコピー準備の処理手順は、図１６を用いて説明した通りである。

そして、第３ドライブＤ３は、ドライブコピー準備が完了すると、ＲＡＩＤコントローラ３に処理完了を通知する（ステップＳｃ０３）とともに、第３ドライブＤ３からドライブコピー準備完了の通知を受信したＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１からデータをコピーする準備として、第１ドライブＤ１に全セクタ数（全ＬＢＡ数）を読み出す要求を発行する（ステップＳｃ０４）。その後、第１ドライブＤ１が、ＲＡＩＤコントローラ３に、第１ドライブＤ１の総セクタ数（ＬＢＡ数）を送信する（ステップＳｃ０５）と、ＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１のすべてのセクタ（ＬＢＡ）からデータを読み出し、読み出したデータを、第１ドライブＤ１と同一のＬＢＡを指定して、第３ドライブＤ３に書き込む。

具体的には、まずＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１に対してＲｅａｄコマンドを発行する（ステップＳｃ０６）とともに、第１ドライブＤ１は、ＲＡＩＤコントローラ３から指示されたＬＢＡ領域のデータを、図８ａ〜図８ｃを用いて説明した手順で読み出し（ステップＳｃ０７）、ＲＡＩＤコントローラ３に送信する（ステップＳｃ０８）。その後、第１ドライブＤ１は、ＲＡＩＤコントローラ３に、受信したＲｅａｄコマンドの完了を通知する（ステップＳｃ０９）。

次に、ＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１から読み出したデータを、同一のＬＢＡ領域に書き込むように、第３ドライブＤ３にＷｒｉｔｅコマンドを発行する（ステップＳｃ１０）とともに、第３ドライブＤ３は、ＲＡＩＤコントローラ３からＷｒｉｔｅコマンドを受信すると、図７ａ〜図７ｃを用いて説明した手順で、Ｗｒｉｔｅコマンドを処理する。すなわち、第３ドライブＤ３は、まずＲＡＩＤコントローラ３に書き込むデータを要求し（ステップＳｃ１１）、ＲＡＩＤコントローラ３からデータを受領すると（ステップＳｃ１２）、受領したデータをＮＡＮＤフラッシュメモリ１９に書き込む（ステップＳｃ１３）。

そして、第３ドライブＤ３は、ＲＡＩＤコントローラ３から受信したＷｒｉｔｅコマンドが完了すると、ＲＡＩＤコントローラ３にＷｒｉｔｅコマンドの完了を通知する（ステップＳｃ１４）とともに、ＲＡＩＤコントローラ３は、このステップＳ１１００６からステップＳ１１０１４までの手順を繰り返すことで、第１ドライブＤ１のすべてのＬＢＡからデータを読み出し、読み出したデータを、第３ドライブＤ３の同一ＬＢＡ領域に書き込む。

その後、ＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１にマップ情報の読み出しを要求する（ステップＳｃ１５）とともに、マップ情報の読み出し要求を受信した第１ドライブＤ１は、マップ情報を生成してＲＡＩＤコントローラ３に転送する（ステップＳｃ１６）。第１ドライブＤ１においては、マッピングテーブル２９から、例えば、図１１や図１２を用いて説明した形式のマップ情報や、図１３や図１９を用いて説明した開放対象領域情報と同じ形式のマップ情報を作成することが考えられる。

本実施形態においては、後ほど、第３ドライブＤ３内の、第１ドライブＤ１において未書き込みであるＬＢＡに対して開放要求を発行するので、予めマップ情報の形式が開放要求の開放対象領域情報の形式と同じであるほうが好ましい。また、第１ドライブＤ１としても、図１２は書き込み済みＬＢＡ領域を配列形式としたものであり、図１３や図１９はその逆で、未書き込みＬＢＡ領域を配列形式とするものなので、マップ情報作成の手間はそれほど変わらない。

その後、第１ドライブＤ１からマップ情報を受信したＲＡＩＤコントローラ３は、受信したマップ情報を解析し、開放コマンドにおける開放対象領域情報を作成する（ステップＳｃ１７）。そして、ＲＡＩＤコントローラ３は、データコピーが完了した第３ドライブＤ３に対して、作成した開放対象領域に対する開放コマンドを発行する（ステップＳｃ１８）とともに、開放コマンドを受領した第３ドライブＤ３は、ＲＡＩＤコントローラ３からの指示に従って開放処理を行う（ステップＳｃ１９）。開放コマンドの処理手順は、図１８を用いて説明した通りである。

第３ドライブＤ３は、開放コマンドの処理が完了した後、ＲＡＩＤコントローラ３にコマンド処理完了を通知する（ステップＳｃ２０）とともに、ＲＡＩＤコントローラ３は、開放処理にかかわるステップＳｃ１８からステップＳｃ２０の処理を必要なだけ繰り返す。以上が、本実施形態におけるリビルドの手順である。このように、本実施形態で説明した手順でリビルドを行うことで、コピー元ドライブである第１ドライブＤ１の書き込み済みＬＢＡ領域が広い場合でも、従来のリビルドとさほど変わらない時間で、第３ドライブＤ３の内部状態を第１ドライブＤ１の内部状態と同一にすることができる。

しかるに、第１の実施形態では、コピー元ドライブの書き込み済みＬＢＡのデータのみをコピー先ドライブに書き込むことで、コピー元ドライブとコピー先ドライブの状態を同一とすることができるとともに、コピー元ドライブの書き込み済みＬＢＡが少ない場合に、従来のリビルドと比較して所要時間を大幅に短縮できることを示した。しかし、第１の実施形態は、コピー元ドライブである第１ドライブＤ１の書き込み済みＬＢＡが多い場合は、第１ドライブＤ１のマップ情報の読み出しや、ＲＡＩＤコントローラ３におけるマップ情報の解析、などの処理オーバーヘッドにより、リビルド時間の大幅な短縮は難しい。

そこで、本第２の実施形態によれば、従来のリビルドと同じ手順でデータのコピーを行った後に、コピー元ドライブにおいて未書き込みのＬＢＡを、コピー先ドライブで未書き込み状態にするので、従来のリビルドと比較して処理オーバーヘッドの増加を抑制しつつ、コピー元ドライブとコピー先ドライブの内部状態を同一にすることができる。

次に、本発明の第３の実施形態について説明する。なお、コンピュータシステム１の構成は、第１の実施形態と同様である。
本実施形態に係るコンピュータシステム１は、抽出したコピー元ドライブの未書き込みアドレス領域のうち、予め設定したサイズ以上の未書き込みアドレス領域のみ、コピー先ドライブにおいて未書き込みアドレス領域とするものである。すなわち、第２の実施形態においては、第１ドライブＤ１が作成したマップ情報を解析することで得るものとされ、すべての第１ドライブＤ１の未書き込みＬＢＡ領域について、第３ドライブＤ３に開放コマンドを発行していたが、例えば１セクタのみの未書き込みＬＢＡ領域が多数あった場合、開放コマンドの発行と開放処理の数も多数になる一方で、当該開放コマンドを処理することによる第３ドライブＤ３の余裕容量の空き領域増加度合いは低いものであった。

そこで、第３の実施形態においては、予め定めたサイズ（セクタ数）以上のＬＢＡ領域が未書き込みだった場合にのみ、ＲＡＩＤコントローラ１２は第３ドライブＤ３に開放コマンドを発行するよう構成されている。具体的には、本実施形態は、例えば図２０で説明した処理手順において、マップ情報を解析した後、開放コマンドを発行する際に、サイズが４ＫＢ以上の領域についてのみ実際に開放コマンドを発行するようになっている。この「４ＫＢ」の部分はパラメータとして変更可能としてもよく、４ＫＢ以外では、例えば、ＮＡＮＤフラッシュメモリのページサイズの整数倍（１６ＫＢや３２ＫＢ）を使うことが考えられる。本実施形態に係る処理により、開放コマンドのオーバーヘッドを抑えながら、第１ドライブＤ１と第３ドライブＤ３の内部状態を可能な限り近づけることできる。

次に、本発明の第４の実施形態について説明する。なお、コンピュータシステム１の構成は、第１の実施形態と同様である。
本実施形態に係るコンピュータシステム１は、コピー元ドライブからコピー先ドライブにデータをコピーする際、コピー元ドライブから読み出したデータに基づいて未書き込みアドレス領域を検出し、その検出された未書き込みアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域にデータを書き込まないものである。

具体的には、本実施形態に係るコピー部は、コピー元ドライブに対してアドレス領域を指定してデータの読み出しが可能とされ、予め設定した特定のデータが読み出された場合、そのアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を未書き込みアドレス領域とするよう構成されている。また、別の形態のコピー部として、コピー元ドライブに対してアドレス領域を指定してデータの読み出しが可能とされ、予め設定した特定のデータとは異なるデータが読み出された場合、そのアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を書き込み済みアドレス領域とするよう構成してもよい。

これにより、第１の実施形態から第３の実施形態においては、第１ドライブＤ１がマップ情報の作成機能と、マップ情報の読み出し機能とを、備えることが必要であったのに対し、本第４の実施形態においては、マップ情報を使用せずに、第３ドライブＤ３の未書き込みＬＢＡ領域のサイズを少なくとも第１ドライブＤ１以上にすることができる。本実施形態は、図８を用いて説明したように、ドライブは、未書き込みＬＢＡ領域に対するＲｅａｄコマンドに対して予め決められた特定データを返すことである。

この場合の特定データとは、例えば、オールゼロ（すなわち、指定されたアドレス領域のデータが全てゼロ）やオール‘１’（すなわち、指定されたアドレス領域のデータが全て１）などのデータである。すなわち、第１ドライブＤ１の全ＬＢＡ領域に対してＲｅａｄコマンドを発行した際に、特定データが読み出せたＬＢＡ領域は、第３ドライブＤ３において未書き込み状態にしても問題がない。なぜなら、第３ドライブＤ３においても、未書き込みＬＢＡ領域へのＲｅａｄコマンドに対しては特定データを返すからである。

したがって、実際に第１ドライブＤ１内で書き込み済みだったか未書き込みだったかにかかわらず、第１ドライブＤ１から特定データが読めたＬＢＡ領域を第３ドライブＤ３においては未書き込み領域のままにしておけば、第１ドライブＤ１と第３ドライブＤ３の当該ＬＢＡ領域へのＲｅａｄコマンドに対しては両ドライブから特定データが読めるため、問題とならないのである。

次に、本実施形態におけるリビルドの手順について、図２１を用いて説明する。なお、図２１のステップＳｄ０１からステップＳｄ０５までは、第２の実施形態における図２０で説明したステップと同一であるため、説明を省略する。
ＲＡＩＤコントローラ３は、第１ドライブＤ１に対して、先頭ＬＢＡとセクタ数を指定してＲｅａｄコマンドを発行する（ステップＳｄ０６）とともに、第１ドライブＤ１は、ＲＡＩＤコントローラ３からの要求に応じてデータを読み出し（ステップＳｄ０７）、読み出したデータをＲＡＩＤコントローラに転送する（ステップＳｄ０８）。このデータ読み出しとデータ転送は、必要に応じて繰り返される。

そして、第１ドライブＤ１は、ＲＡＩＤコントローラ３に対して、受信したＲｅａｄコマンドの完了を通知する（ステップＳｄ０９）とともに、ＲＡＩＤコントローラ３は、ステップＳｄ０８において第１ドライブＤ１から転送されたデータの中身を解析し、特定データではないＬＢＡ領域、つまり書き込み済みＬＢＡ領域を抽出する（ステップＳｄ１０）。書き込み済み領域を抽出したＲＡＩＤコントローラ３は、抽出した各領域について、第３ドライブＤ３への書き込み処理を行う。

まず、ＲＡＩＤコントローラ３は、第３ドライブＤ３に対して抽出した書き込み済み領域一つについて、先頭ＬＢＡとセクタ数を指定してＷｒｉｔｅコマンドを発行する（ステップＳｄ１１）。すると、第３ドライブＤ３はＲＡＩＤコントローラ３に対して書き込むデータを要求し（ステップＳｄ１２）、その要求に応じてＲＡＩＤコントローラ３がデータ転送を行う（ステップＳｄ１３）。このデータ転送処理は、必要に応じて繰り返される。

データを受領した第３ドライブＤ３は、受領したデータをＮＡＮＤフラッシュメモリ１９に書き込む（ステップＳｄ１４）とともに、ステップＳｄ１１で発行されたＷｒｉｔｅコマンドに対するデータ転送と書き込み処理が完了した後、第３ドライブＤ３はＲＡＩＤコントローラ３に対してコマンド完了を通知する（ステップＳｄ１５）。このデータ書き込み処理は、ステップＳｄ１０にて抽出した各書き込み済みＬＢＡ領域に対して行う。以上が、本実施形態におけるリビルドの手順である。

本実施形態に係るリビルドにより、ドライブがマップ情報作成機能を備えていなくても、少なくとも第１ドライブＤ１の未書き込みＬＢＡ領域を第３ドライブＤ３でも未書き込みＬＢＡ領域とすることができる。この結果、コピー先である第３ドライブＤ３の内部状態について、書き込み性能が第１ドライブＤ１より低下しないようにすることができる。
この第４の実施形態のリビルドは、特に、第１ドライブＤ１の書き込み済みＬＢＡ領域が狭い場合に、リビルドにかかる時間の短縮効果も得られる。

次に、本発明の第５の実施形態について説明する。なお、コンピュータシステム１の構成は、第１の実施形態と同様である。
本実施形態に係るコンピュータシステム１は、コピー先ドライブにおける書き込み済みアドレス領域を未書き込みアドレス領域とする開放機能を有し、且つ、コピー部（ＲＡＩＤコントローラ３）は、コピー元ドライブからコピー先ドライブにデータをコピーする際、コピー元ドライブの全データをコピー先ドライブに書き込んでコピーするとともに、コピー元ドライブから読み出したデータに基づいて未書き込みアドレス領域を検出し、その検出された未書き込みアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を開放機能により未書き込みアドレス領域とするものである。

すなわち、第４の実施形態においては、コピー元ドライブである第１ドライブＤ１から読み出したデータが特定データかどうかチェックすることで、第３ドライブＤ３において未書き込みとしても問題ないＬＢＡ領域を見つけ、第３ドライブＤ３の当該ＬＢＡ領域に書き込みを行わなかったのに対し、本第５の実施形態においては、その第４の実施形態と同様、コピー元ドライブである第１ドライブＤ１から読み出したデータが特定データかどうかチェックした後に、特定データだったＬＢＡ領域に対して開放コマンドを発行するよう構成されている。つまり、第２の実施形態と同様に開放コマンドを使用して第３ドライブＤ３に未書き込みＬＢＡ領域を設定するものの、本第５の実施形態においては、マップ情報を必要としないのである。

次に、本実施形態におけるリビルドの手順について、図２２を用いて説明する。なお、図２２のステップＳｅ０１からステップＳｅ０９までは、第４の実施形態におけるリビルド手順と同一であるため、説明を省略する。
ＲＡＩＤコントローラ３は、ステップＳｅ０８において第１ドライブＤ１から転送されたデータの中身を解析し、特定データであるＬＢＡ領域、つまり未書き込みＬＢＡ領域を抽出する（ステップＳｅ１０）とともに、ＲＡＩＤコントローラ３は、第３ドライブＤ３に対して、第１ドライブＤ１から読み出したデータを、第１ドライブＤ１と同じＬＢＡ領域を指定して書き込む要求を発行する（ステップＳｅ１１）。なお、ステップＳｅ１２からステップＳｅ１５までのデータ書き込みの手順は、第４の実施形態と同じ処理であるため、説明を省略する。

データ書き込み処理完了後、ＲＡＩＤコントローラ３は、抽出した未書き込みＬＢＡ領域について、第３ドライブＤ３に、開放コマンドを発行する（ステップＳｅ１６）。すると、第３ドライブＤ３は、この開放コマンドを処理し（ステップＳｅ１７）、処理完了後にＲＡＩＤコントローラ３に対してコマンド処理完了を通知する（ステップＳｅ１８）。

なお、第１ドライブＤ１からの１回のＲｅａｄコマンドで読み出したＬＢＡ領域の中に、複数の未書き込み領域が含まれていた時、例えば、ＬＢＡの小さい順に順番にデータ書き込みもしくは開放コマンドを発行してもよい。また、例えば、先に書き込み済みＬＢＡ領域のデータを書き込むＷｒｉｔｅコマンドを第３ドライブＤ３に発行して当該Ｗｒｉｔｅコマンドが完了した後で、開放コマンドを第３ドライブＤ３に発行してもよい。以上が、本実施形態におけるリビルドの手順である。

本実施形態に係るリビルドにより、ドライブがマップ情報作成機能を備えていなくても、少なくとも第１ドライブＤ１の未書き込みＬＢＡ領域を第３ドライブＤ３でも未書き込みＬＢＡ領域とすることができる。この結果、コピー先である第３ドライブＤ３の内部状態について、書き込み性能が第１ドライブＤ１より低下しないようにすることができる。本第５の実施形態に係るリビルドは、特に、第１ドライブＤ１の書き込み済みＬＢＡ領域が広い場合に、開放コマンド発行による処理オーバーヘッドを抑えながら、コピー元である第１ドライブＤ１の内部状態とコピー先である第３ドライブＤ３の内部状態を近づけることができる。

次に、本発明の第６の実施形態について説明する。
本実施形態に係るコンピュータシステム１’は、図２３に示すように、デュプリケータ３３と、複数のドライブ（本実施形態においては第１ドライブＤ１及び第３ドライブＤ３）とを有して構成されている。なお、デュプリケータ３３は、本発明に係るコンピュータシステム１のＲＡＩＤコントローラ３に相当するものである。

本実施形態に係るデュプリケータ３３は、例えば、第１ドライブＤ１のデータや内部状態を第３ドライブＤ３にコピーするものとされる。かかるデュプリケータ３３に接続されるドライブは、本実施形態の如く２つである場合の他、３つ以上であってもよく、例えば、あるドライブのデータや内部状態を２つ以上のドライブにコピーするためにも使用することができる。

具体的には、デュプリケータ３３は、図２４に示すように、ＣＰＵ３４と、データバッファ１６と、コピー制御部３５と、ドライブ制御部１４と、インターフェースコントローラ１３と、ドライブ管理部１２とを有して構成され、これら構成要素がバス１７で接続されている。なお、デュプリケータ３３とドライブ（第１ドライブＤ１及び第３ドライブＤ３）は、バス５で接続される。かかるバス５は、ＳＡＴＡやＮＶＭｅ等のバスである。

また、図２４においては、インターフェースコントローラ１３とドライブ（第１ドライブＤ１及び第３ドライブＤ３）を接続するバス５は一種類で記載しているが、ドライブごとに異なっていてもよい。さらに、バス５は同一とされ、複数のドライブのプロトコルがそれらドライブ間で異なっていてもよいが、その場合、デュプリケータ３３が、バスごと、若しくはプロトコルごとのインターフェースコントローラ３３を備えるものとされる。なお、デュプリケータ３３内のデータバッファ１６、ドライブ制御部１４、ドライブ管理部１２、インターフェースコントローラ１３、及びバス１７は、ＲＡＩＤコントローラ３を構成する要素と同じものであるため、ここでは説明を省略する。

ＣＰＵ３４は、コピー制御部３５を含む、デュプリケータ３３の内部構成要素を制御し、ドライブ間でのデータや内部状態のコピーを実現するものである。コピー制御部３５は、ＲＡＩＤコントローラ３のリビルド制御部３に相当するもので、ＣＰＵ３４からの制御に応じて、具体的なコピー処理を実現するものである。そして、デュプリケータ３３が実現する処理は、第１の実施形態から第５の実施形態におけるＲＡＩＤコントローラ３が実現する処理と同等のものであり、その役割や果たす機能及び実行する処理は、ＲＡＩＤコントローラ３のそれと変わらない。

デュプリケータ３３は、例えば、ドライブコピー処理の開始を受け付ける入力機能（具体的には、コピー部によるコピーを開始させる操作手段）を備えている。この入力機能は、キーボードのような汎用入力機能や、プッシュボタンのような単機能入力機能でもよい。かかる入力機能によって、外部から、ドライブコピー処理の開始を指示されると、その入力をＣＰＵ３４が検出し、ＣＰＵ３４からコピー制御部３５にコピー開始指示を送ることで、第１の実施形態から第５の実施形態において説明したようなドライブコピー処理の実行を開始する。また、この入力機能からのドライブコピー処理開始通知を、コピー制御部３５が直接受け取るようにしてもよい。

次に、本発明の第７の実施形態について説明する。
本実施形態に係るコンピュータシステム１’は、第６の実施形態と同様のデュプリケータ３３を有するものであり、図２６に示すように、複数のドライブ（本実施形態においては第１ドライブＤ１及び第３ドライブＤ３）と接続するためのバス５と、コピー実行指示を受け付けるための入力装置３８（コピー部によるコピーを開始させる操作手段）と、コピー方法の解析指示を受け付けるための入力装置３５と、コピー方法の指示を受け付けるための入力装置３６（コピー方法を任意に選択可能な選択手段）と、選択されているコピー方法を表示するための表示装置３７（選択手段により選択されたコピー方法を報知する報知手段）と、コピー実行中であることを表示するための表示装置３９と、コピー完了を表示するための表示装置４０とを具備している。

入力装置３６は、ユーザがコピー方法を選択するための入力装置である。かかる入力装置３６は、例えば排他選択型（択一選択式）のプッシュボタンから成るものとされている。表示装置３７、３９、４０は、例えばＬＥＤ等の表示装置から成るもので、図２６においては、コピー方法Ｄに相当する表示装置３７のみ点灯するとともに、他のコピー方法に相当する表示装置３７は消灯しており、コピー方法Ｄが選択されていることを表示している。

入力装置３５は、後述する手順によって、コピー元ドライブの状態コピーにあたって最適な方法の解析指示を受け付けるためのものであり、例えば、プッシュボタンから成る。入力装置３８は、実際にドライブコピーの実行指示を受け付けるためのものであり、例えば、プッシュボタンから成る。そして、ドライブコピーを行うユーザが、コピー元ドライブの内部状態を十分に把握していて、第１の実施形態から第５の実施形態のどの方法を用いるのが最もコピーの効率が良いかわかっている場合は、入力装置３６を使って所望のコピー方法を選択し、入力装置３８を使ってデュプリケータ３３にドライブコピーの実行を指示し得るようになっている。

一方、ユーザが効率の良いコピー方法がわからない場合は、入力装置３５を操作してどのコピー方法が最も効率が良いかをデュプリケータ３３に解析させ、その解析結果がいずれかの方法になるのかを出力装置３７で確認させることができ、その後、入力装置３８でデュプリケータ３３にドライブコピーの実行を指示し得るようになっている。なお、デュプリケータ３３は、ここで説明した入力装置や表示装置以外に、他の形態の入力装置や表示装置を備えても構わない。

すなわち、本実施形態においては、互いに異なるコピー方法を任意に選択可能とされるとともに、コピー部は、コピー元ドライブの状態に応じて、コピー方法を選択してコピーするものとされており、コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域の数と予め設定した閾値とを比較することによりコピー方法が選択されるものであってもよく、コピー元ドライブにおけるデータの断片化率と予め設定した閾値とを比較することによりコピー方法が選択されるものであってもよい。

図２７は、ドライブのＬＢＡ領域の状態に関する分類図を示しており、コピー元ドライブの内部状態をタイプ（ＴＹＰＥ）別に示した模式図である。本実施形態においては、デュプリケータ３３における効率の良いコピー方法の解析は、コピー元ドライブのＬＢＡ領域の状態が、図２７のＴｙｐｅ１からＴｙｐｅ４のうちのどれに該当するかを判断することで行うようになっている。以下、同図に示すＴｙｐｅ１からＴｙｐｅ４について、図２８も交えながら説明する。

Ｔｙｐｅ１（タイプ１）は、コピー元ドライブ（第１ドライブＤ１）のＬＢＡ領域について、断片化率が高く、かつ書き込み済みＬＢＡ数が少ないものである。具体的には、図２８で示されるＴｙｐｅ１のような状態であり、ＬＢＡ領域が書き込み済み領域と未書き込み領域とに細かく分割されていて、かつ未書き込み領域のほうが多いパターンである。コピー元ドライブ（第１ドライブＤ１）がこのＴｙｐｅ１の場合、マップ情報から作成した開放対象領域情報の数が多くなり、開放コマンドの発行数も多くなる。よって、この場合、開放対象領域情報の数が多くなり、開放コマンドの発行数が多くなるので、リビルドもしくはドライブコピーにかかる時間が長くなることを意味する。したがって、コピー元ドライブのＬＢＡ領域がＴｙｐｅ１の場合、開放コマンドを使用せず、有効データのみコピーする方法、すなわち第４の実施形態に係るコピー方法を選択するのが適している。

Ｔｙｐｅ２（タイプ２）は、コピー元ドライブ（第１ドライブＤ１）のＬＢＡ領域について、断片化率が低く、かつ書き込み済みＬＢＡ数が少ないものである。具体的には、図２８で示されるＴｙｐｅ２のような状態であり、ＬＢＡ領域が書き込み済み領域と未書き込み領域とに粗く分割されていて、かつ未書き込み領域のほうが多いパターンである。コピー元ドライブ（第１ドライブＤ１）がこのＴｙｐｅ２の場合、マップ情報から作成した開放対象領域情報の数は少なく、開放コマンドの発行数も少なくて済む。一方で、書き込み済みＬＢＡ数が少ないことから、書き込み済みＬＢＡのデータのみをコピーすることで、リビルドもしくはドライブコピーにかかる時間を短縮することができる。また、書き込み済みＬＢＡ数が少ないことから、開放コマンドの処理に時間がかかる可能性がある。したがって、コピー元ドライブのＬＢＡ領域がＴｙｐｅ２の場合、開放コマンドを使用せず、有効データのみコピーする方法、すなわち第１の実施形態若しくは第４の実施形態のコピー方法を選択するのが適している。なお、第１の実施形態と第４の実施形態のどちらを選択するかは、コピー元ドライブからマップ情報を取得できるかどうかで判断すればよい。

Ｔｙｐｅ３（タイプ３）は、コピー元ドライブ（第１ドライブＤ１）のＬＢＡ領域について、断片化率が低く、かつ書き込み済みＬＢＡ数が多いものである。具体的には、図２８で示されるＴｙｐｅ３のような状態であり、ＬＢＡ領域が書き込み済み領域と未書き込み領域とに粗く分割されていて、かつ書き込み済み領域のほうが多いパターンである。コピー元ドライブ（第１ドライブＤ１）がこのＴｙｐｅ３の場合、マップ情報から作成した開放対象領域情報の数は少なく、開放コマンドの発行数も少なくて済む。また、書き込み済みＬＢＡ数が多いことから、開放コマンドの処理にかかる時間も短い。

したがって、コピー元ドライブのＬＢＡ領域がＴｙｐｅ３の場合、コピー元ドライブの全ＬＢＡ領域のデータをコピーした後に開放コマンド発行によって未書き込み領域を作成する方法、すなわち第２の実施形態若しくは第５の実施形態のコピー方法を選択するのが適している。なお、第２の実施形態と第５の実施形態のどちらを選択するかは、コピー元ドライブからマップ情報を取得できるかどうかで判断すればよい。さらに、Ｔｙｐｅ３の場合、第３の実施形態を選択することを検討してもよい。つまり、開放コマンドを発行するかどうか判断する際に、開放対象領域が予め決めたセクタ数以上の場合のみ、実際に開放コマンドを発行する方法である。

Ｔｙｐｅ４（タイプ４）は、コピー元ドライブ（第１ドライブＤ１）のＬＢＡ領域について、断片化率が高く、かつ書き込み済みＬＢＡ数が多いものである。具体的には、図２８で示されるＴｙｐｅ４のような状態であり、ＬＢＡ領域が書き込み済み領域と未書き込み領域とに細かく分割されていて、かつ書き込み済み領域のほうが多いパターンである。このＴｙｐｅ４の場合、書き込み済み領域の数が多いため、書き込み済みＬＢＡのみコピーする方法は、コピー元ドライブへのＲｅａｄコマンド発行回数およびコピー先ドライブへのＷｒｉｔｅコマンド発行回数が多くなり、リビルドもしくはドライブコピーにかかる時間が長くなる。そのため、このＴｙｐｅ４の場合、コピー元ドライブの全ＬＢＡ領域をコピー先ドライブにコピーしたほうが時間効率を高くできる。

一方、コピー元ドライブがこのＴｙｐｅ４の場合、マップ情報から作成した開放対象領域情報の数が多くなり、開放コマンドの発行数も多くなる。このため、コピー元ドライブ１３からマップ情報を取得する処理に時間がかかる可能性がある。しかし、Ｔｙｐｅ４の場合、書き込み済みＬＢＡ数が多いので、開放コマンドによって未書き込み領域を生成することは、コピー先ドライブの書き込み性能をコピー元ドライブに近づけるために必要である。したがって、コピー元ドライブのＬＢＡ領域がＴｙｐｅ４の場合、コピー元ドライブの全ＬＢＡ領域のデータをコピーした後に、マップ情報を使用せずに開放コマンド発行によって未書き込み領域を作成する方法、すなわち第５の実施形態に係るコピー方法を選択するのが適している。

次に、本実施形態における最も効率が良いコピー方法の解析手順について、図２５を用いて説明する。
デュプリケータ３３は、コピー元である第１ドライブＤ１に、書き込み済みＬＢＡ数の読み出し要求を発行する（ステップＳ２５００１）とともに、第１ドライブＤ１は、デュプリケータ３３に対し、書き込み済みＬＢＡ数を通知する（ステップＳ２５００２）。続いて、デュプリケータ３３は、第１ドライブＤ１に断片化率の読み出し要求を発行する（ステップＳ２５００３）とともに、第１ドライブＤ１は、デュプリケータ３３に、断片化率を通知する（ステップＳ２５００４）。このとき、第１ドライブＤ１が書き込み済みＬＢＡ数の通知や断片化率の通知機能を持たない場合、第４の実施形態や第５の実施形態で説明したように、読み出したセクタデータが予め決められた特定データなら未書き込みセクタである、と判断すればよい。

次に、デュプリケータ３３は、第１ドライブＤ１の書き込み済みＬＢＡ数が閾値以下かどうかをチェックし（ステップＳ２５００５）、第１ドライブＤ１の書き込み済みＬＢＡ数が閾値以下だった場合（ステップＳ２５００５、Ｙｅｓ）、第１ドライブＤ１の断片化率が閾値以下かどうかをチェックする（ステップＳ２５００６）。そして、第１ドライブＤ１の断片化率が閾値以下だった場合（ステップＳ２５００６、Ｙｅｓ）、第１ドライブＤ１の状態がＴｙｐｅ２であると判断するとともに、デュプリケータ３３は、第１ドライブＤ１からマップ情報を読み出せるかどうかをチェックする（ステップＳ２５００７）。

その後、デュプリケータ３３は、第１ドライブＤ１からマップ情報が読み出せる場合（ステップＳ２５００７、Ｙｅｓ）、この第１ドライブＤ１からのデータコピーにおいては第１の実施形態に係るコピー方法が最も効率が良いと判断し、選択する（ステップＳ２５００８）。一方、第１ドライブＤ１からマップ情報が読み出せない場合（ステップＳ２５００７、Ｎｏ）、デュプリケータ３３は、この第１ドライブＤ１からのデータコピーにおいては第４の実施形態に係るコピー方法が最も効率が良いと判断し、選択する（ステップＳ２５００９）。

また、第１ドライブＤ１の断片化率が閾値より高かった場合（ステップＳ２５００６、Ｎｏ）、第１ドライブＤ１の状態がＴｙｐｅ１であると判断し、この第１ドライブＤ１からのデータコピーにおいては、第４の実施形態に係るコピー方法が最も効率が良いと判断し、選択する（ステップＳ２５００９）。そして、ステップＳ２５００５に戻り、第１ドライブＤ１の書き込み済みＬＢＡ数が閾値より多かった場合（ステップＳ２５００５、Ｎｏ）、第１ドライブＤ１の断片化率が閾値以下かどうかをチェックし（ステップＳ２５０１１）、第１ドライブＤ１の断片化率が閾値以下だった場合（ステップＳ２５０１１、Ｙｅｓ）、第１ドライブＤ１の状態がＴｙｐｅ３であると判断し、デュプリケータ３３は、第１ドライブＤ１からマップ情報を読み出せるかどうかをチェックする（ステップＳ２５０１２）。

デュプリケータ３３は、第１ドライブＤ１からマップ情報が読み出せる場合（ステップＳ２５０１２、Ｙｅｓ）、この第１ドライブＤ１からのデータコピーにおいては第２の実施形態若しくは第３の実施形態に係るコピー方法が最も効率が良いと判断し、選択する（ステップＳ２５０１３）。一方、第１ドライブＤ１からマップ情報が読み出せない場合（ステップＳ２５０１２、Ｎｏ）、デュプリケータ３３は、この第１ドライブＤ１からのデータコピーにおいては第５の実施形態に係るコピー方法が最も効率が良いと判断し、選択する（ステップＳ２５０１４）。

また、第１ドライブＤ１の断片化率が閾値より高かった場合（ステップＳ２５０１１、Ｎｏ）、第１ドライブＤ１の状態がＴｙｐｅ４であると判断し、この第１ドライブＤ１からのデータコピーにおいては第５の実施形態に係るコピー方法が最も効率が良いと判断し、選択する（ステップＳ２５０１４）。デュプリケータ３３は、以上の処理により最適なコピー方法を選択した後に、選択した方法をユーザに伝えるべく、表示する（ステップＳ２５０１０）。

以上の処理により、ドライブコピー時に最適な方法を選択して実行することが可能なデュプリケータ３３を実現することができる。なお、ステップＳ２５００５における書き込み済みＬＢＡ数判断における閾値は、例えば第１ドライブＤ１の全ＬＢＡ領域サイズの半分や２／３などの値が考えられる。さらに、書き込み済みＬＢＡ数判断における閾値は、コピーにかかる時間から導いた値でもよく、例えば、１台のドライブへのコピー時間を５分程度に抑えたいとした場合、バス５が最大６００ＭＢ／秒であると仮定すると、５分間連続して転送可能なデータサイズは６００×６０×５＝１８００００ＭＢ＝１８０ＧＢとなることから、コマンド発行時間等を加味した実際の転送効率（８割程度）を考慮した１４４ＧＢを閾値とすることが考えられる。

また、ステップＳ２５００６とステップＳ２５０１１におけるコピー元ドライブの断片化率判断における閾値は、例えば、ＬＢＡ領域の分割数を使用することが考えられる。具体的には、例えば分割数１５とすることができるとともに、図２８のＴｙｐｅ１とＴｙｐｅ４は、両方とも分割数１９となっている。この分割数は、分割数が多くなるとコマンド発行数が多くなることから、例えば、ＲｅａｄやＷｒｉｔｅそして開放コマンド発行処理にかかる時間などを基準に決定することが考えられる。

断片化率判断における閾値は、コピー元ドライブのＬＢＡ領域サイズで調節してもよく、例えば、ＬＢＡ領域サイズが大きい（大容量の）ドライブにおける分割数の閾値を、ＬＢＡ領域サイズが小さい（小容量の）ドライブにおける分割数の閾値よりも多くする、などとすることができる。

上記実施形態（第１の実施形態〜第７の実施形態）によれば、従来のリビルドの課題を解決することができる。以下に本実施形態に係る技術的優位性について説明する。
図２９は、本実施形態のリビルドと従来のリビルドとの、コピー先ドライブの書き込み性能の差を端的に示したグラフである。同図においては、ドライブの書き込み済みＬＢＡ数がドライブの全ＬＢＡ数に対して６０％、８０％、１００％の場合に、ドライブの１０％の領域（約２０ＧＢ）に４キロバイトのランダムライトを行った際の性能（１秒間に実行完了できるＷｒｉｔｅコマンド数）を計測したものである。なお、計測対象のドライブは２４０ＧＢのドライブである。

従来のリビルドでは、コピー先ドライブの書き込み済みＬＢＡ数は、常に１００％となるが、本実施形態のリビルドでは、コピー先ドライブの書き込み済みＬＢＡ数は、１００％ではなく、コピー元ドライブの書き込み済みＬＢＡ数と等しくなる。つまり、コピー元ドライブの書き込み済みＬＢＡ数が全ＬＢＡ数の６０％だった場合、本実施形態のリビルドでは、コピー先ドライブの書き込み済みＬＢＡ数も６０％となる。

したがって、図２９から、コピー元ドライブの書き込み済みＬＢＡ数が全ＬＢＡ数の６０％だった場合、従来のリビルド（１００％）と比較して、書き込み性能が３０％異なる（３０％改善する）ことがわかる。このように、本実施形態のリビルドにより、従来のリビルドにおけるコピー先ドライブの書き込み性能が低下する課題を解決することができるのである。

さらに、コピー元ドライブ内の書き込み済みＬＢＡが少ない場合、本実施例の方法で書き込み済みＬＢＡのデータのみコピー先ドライブに書き込むことで、リビルドにかかる時間を大幅に短縮することができる。例えば、コピー元ドライブである第１ドライブＤ１の容量を５１２ギガバイト（ＧＢ）、コピー元ドライブとＲＡＩＤコントローラ３との接続バス５のデータ転送バンド幅がＳＡＴＡ Ｇｅｎ３の６００ＭＢ／ｓ、と仮定した場合、５１２ＧＢ全体を第１ドライブＤ１から読み出すには５１２×１０００÷６００≒８５３（秒）、つまり約１４分かかる。そして、第１ドライブＤ１から読み出したデータを、同じ時間をかけて第３ドライブＤ３に書き込んだとすると、リビルドにかかる時間は、第１ドライブＤ１からのデータ読み出しと第３ドライブＤ３へのデータ書き込みで約２８分が必要となる。

ここで、第１ドライブＤ１の書き込み済みＬＢＡの総容量が、ドライブ容量５１２ＧＢの半分の２５６ＧＢだったとすると、第１ドライブＤ１からのデータ読み出しにかかる時間と、第３ドライブＤ３へのデータ書き込み時間の両方が、約半分になる。第１ドライブＤ１のマップ情報の読み出しや、ＲＡＩＤコントローラ３におけるマップ情報の解析、さらに第１ドライブＤ１からのデータ読み出しと第３ドライブＤ３へのデータ書き込みに必要なコマンド数が多少多くなると仮定しても、第１ドライブＤ１からのデータ読み出しと第３ドライブＤ３へのデータ書き込みにかかる時間はそれぞれ１０分未満になると予想される。したがって、従来方法では２８分かかっていたリビルドが、本実施形態においては２０分未満となり、３割以上の時間短縮となる。

以上、本実施形態について説明したが、本発明はこれに限定されない。例えば、本実施形態においては、ＲＡＩＤコントローラ３、或いはデュプリケータ３３により本発明のコピー部及びドライブコピー装置が構成されているが、他の構成要素に代えてもよい。また、コンピュータシステム（１、１’）の構成要素は、他の形態のものであってもよく、他の構成要素を付加するものであってもよい。

コピー元ドライブの未書き込みアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を未書き込みアドレス領域とするものであれば、他の機能が付加されたもの等にも適用することができる。

１、１’ コンピュータシステム
２ ホスト（ホストコンピュータ）
３ ＲＡＩＤコントローラ
４ バス
５ バス
６ ＲＡＭ
７ ＣＰＵ
８ インターフェースコントローラ
９ バス
１０ ホスト側インターフェースコントローラ
１１ コマンド処理部
１２ ドライブ管理部
１３ ドライブ側インターフェースコントローラ
１４ ドライブ制御部
１５ リビルド制御部
１６ データバッファ
１７ バス
１８ ドライブコントローラ
１９ ＮＡＮＤフラッシュメモリ
２０ ホストインターフェースコントローラ
２１ データバッファ
２２ 記憶域管理部
２３ ＥＣＣ処理部
２４ ＮＡＮＤインターフェースコントローラ
２５ ＮＡＮＤ制御部
２６ コマンド処理部
２７ バス
２８ バス
２９ マッピングテーブル
３０ ユニットアドレス
３１ ＮＡＮＤアドレス
３２ ユニット
３３ デュプリケータ
３４ ＣＰＵ
３５ コピー制御部
３６ 入力装置
３７ 表示装置
Ｄ１ 第１ドライブ
Ｄ２ 第２ドライブ
Ｄ３ 第３ドライブ

Claims (36)

1. 複数のドライブと、
   前記ドライブをコピー元ドライブ及びコピー先ドライブとして識別し、前記コピー元ドライブのデータをコピー先ドライブに書き込んでコピー可能なコピー部と、
   を具備したコンピュータシステムにおいて、
   前記コピー部は、前記コピー元ドライブの未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域を未書き込みアドレス領域とすることを特徴とするコンピュータシステム。
2. 前記コピー元ドライブは、当該コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域及び未書き込みアドレス領域を特定可能なマップ情報を有したマッピングテーブルが記憶されるとともに、前記コピー部は、前記マッピングテーブルに基づいてコピーすることを特徴とする請求項１記載のコンピュータシステム。
3. 前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいてセクタ単位のビットマップ情報から成ることを特徴とする請求項２記載のコンピュータシステム。
4. 前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいてセクタを任意にまとめた単位のビットマップ情報から成ることを特徴とする請求項２記載のコンピュータシステム。
5. 前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいて前記書き込み済みアドレス領域を特定可能な情報から成ることを特徴とする請求項２記載のコンピュータシステム。
6. 前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいて前記未書き込みアドレス領域を特定可能な情報から成ることを特徴とする請求項２記載のコンピュータシステム。
7. 前記コピー部は、前記マップ情報に基づいて前記コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域を抽出し、その抽出した書き込み済みアドレス領域のデータのみを当該書き込み済み領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域に書き込むことを特徴とする請求項３〜６の何れか１つに記載のコンピュータシステム。
8. 前記コピー先ドライブにおける書き込み済みアドレス領域を未書き込みアドレス領域とする開放機能を有し、且つ、前記コピー部は、前記コピー元ドライブの全データをコピー先ドライブに書き込んでコピーするとともに、前記マップ情報に基づいて前記コピー元ドライブにおける未書き込みアドレス領域を抽出し、その抽出した未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域を前記開放機能により未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする請求項３〜６の何れか１つに記載のコンピュータシステム。
9. 前記コピー部は、前記抽出したコピー元ドライブの未書き込みアドレス領域のうち、予め設定したサイズ以上の未書き込みアドレス領域のみ、コピー先ドライブにおいて未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする請求項８記載のコンピュータシステム。
10. 前記コピー部は、前記コピー元ドライブに対してアドレス領域を指定してデータの読み出しが可能とされ、予め設定した特定のデータが読み出された場合、そのアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする請求項１記載のコンピュータシステム。
11. 前記コピー部は、前記コピー元ドライブに対してアドレス領域を指定してデータの読み出しが可能とされ、予め設定した特定のデータとは異なるデータが読み出された場合、そのアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を書き込み済みアドレス領域とすることを特徴とする請求項１記載のコンピュータシステム。
12. 前記コピー部は、前記コピー元ドライブから前記コピー先ドライブにデータをコピーする際、前記コピー元ドライブから読み出したデータに基づいて未書き込みアドレス領域を検出し、その検出された未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域にデータを書き込まないことを特徴とする請求項１０又は請求項１１に記載のコンピュータシステム。
13. 前記コピー先ドライブにおける書き込み済みアドレス領域を未書き込みアドレス領域とする開放機能を有し、且つ、前記コピー部は、前記コピー元ドライブから前記コピー先ドライブにデータをコピーする際、前記コピー元ドライブの全データをコピー先ドライブに書き込んでコピーするとともに、前記コピー元ドライブから読み出したデータに基づいて未書き込みアドレス領域を検出し、その検出された未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域を前記開放機能により未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする請求項１０又は請求項１１に記載のコンピュータシステム。
14. 前記特定のデータは、指定されたアドレス領域のデータが全てゼロのデータであることを特徴とする請求項１０又は請求項１１に記載のコンピュータシステム。
15. 互いに異なるコピー方法を任意に選択可能とされるとともに、前記コピー部は、前記コピー元ドライブの状態に応じて、前記コピー方法を選択してコピーすることを特徴とする請求項１〜１４の何れか１つに記載のコンピュータシステム。
16. 前記コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域の数と予め設定した閾値とを比較することにより前記コピー方法が選択されることを特徴とする請求項１５記載のコンピュータシステム。
17. 前記コピー元ドライブにおけるデータの断片化率と予め設定した閾値とを比較することにより前記コピー方法が選択されることを特徴とする請求項１５記載のコンピュータシステム。
18. 前記コピー方法を任意に選択可能な選択手段と、前記選択手段により選択されたコピー方法を報知する報知手段とを具備したことを特徴とする請求項１５〜１７の何れか１つに記載のコンピュータシステムのドライブコピー装置。
19. 前記コピー部によるコピーを開始させる操作手段を具備したことを特徴とする請求項１５〜１７の何れか１つに記載のコンピュータシステムのドライブコピー装置。
20. 複数のドライブと、
    前記ドライブをコピー元ドライブ及びコピー先ドライブとして識別し、前記コピー元ドライブのデータをコピー先ドライブに書き込んでコピー可能なコピー部と、
    を具備したコンピュータシステムのデータコピー方法において、
    前記コピー元ドライブの未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域を未書き込みアドレス領域とすることを特徴とするコンピュータシステムのデータコピー方法。
21. 前記コピー元ドライブは、当該コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域及び未書き込みアドレス領域を特定可能なマップ情報を有したマッピングテーブルが記憶されるとともに、前記マッピングテーブルに基づいてコピーすることを特徴とする請求項２０記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
22. 前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいてセクタ単位のビットマップ情報から成ることを特徴とする請求項２１記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
23. 前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいてセクタを任意にまとめたユニット単位のビットマップ情報から成ることを特徴とする請求項２１記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
24. 前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいて前記書き込み済みアドレス領域を特定可能な情報から成ることを特徴とする請求項２１記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
25. 前記マッピングテーブルのマップ情報は、前記コピー元ドライブにおいて前記未書き込みアドレス領域を特定可能な情報から成ることを特徴とする請求項２１記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
26. 前記マップ情報に基づいて前記コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域を抽出し、その抽出した書き込み済みアドレス領域のデータのみを当該書き込み済み領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域に書き込むことを特徴とする請求項２２〜２５の何れか１つに記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
27. 前記コピー先ドライブにおける書き込み済みアドレス領域を未書き込みアドレス領域とする開放機能を有し、且つ、前記コピー元ドライブの全データをコピー先ドライブに書き込んでコピーするとともに、前記マップ情報に基づいて前記コピー元ドライブにおける未書き込みアドレス領域を抽出し、その抽出した未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域を前記開放機能により未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする請求項２２〜２５の何れか１つに記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
28. 前記抽出したコピー元ドライブの未書き込みアドレス領域のうち、予め設定したサイズ以上の未書き込みアドレス領域のみ、コピー先ドライブにおいて未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする請求項２７記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
29. 前記コピー元ドライブに対してアドレス領域を指定してデータの読み出しが可能とされ、予め設定した特定のデータが読み出された場合、そのアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする請求項２０記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
30. 前記コピー元ドライブに対してアドレス領域を指定してデータの読み出しが可能とされ、予め設定した特定のデータとは異なるデータが読み出された場合、そのアドレス領域に対応するコピー先ドライブのアドレス領域を書き込み済みアドレス領域とすることを特徴とする請求項２０記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
31. 前記コピー元ドライブから前記コピー先ドライブにデータをコピーする際、前記コピー元ドライブから読み出したデータに基づいて未書き込みアドレス領域を検出し、その検出された未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域にデータを書き込まないことを特徴とする請求項２９又は請求項３０に記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
32. 前記コピー先ドライブにおける書き込みアドレス領域を未書き込みアドレス領域とする開放機能を有し、且つ、前記コピー元ドライブから前記コピー先ドライブにデータをコピーする際、前記コピー元ドライブの全データをコピー先ドライブに書き込んでコピーするとともに、前記コピー元ドライブから読み出したデータに基づいて未書き込みアドレス領域を検出し、その検出された未書き込みアドレス領域に対応する前記コピー先ドライブのアドレス領域を前記開放機能により未書き込みアドレス領域とすることを特徴とする請求項２９又は請求項３０に記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
33. 前記特定のデータは、指定されたアドレス領域のデータが全てゼロのデータであることを特徴とする請求項２９又は請求項３０に記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
34. 互いに異なるコピー方法を任意に選択可能とされるとともに、前記コピー元ドライブの状態に応じて、前記コピー方法を選択してコピーすることを特徴とする請求項２０〜３３の何れか１つに記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
35. 前記コピー元ドライブにおける書き込み済みアドレス領域の数と予め設定した閾値とを比較することにより前記コピー方法が選択されることを特徴とする請求項３４記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。
36. 前記コピー元ドライブにおけるデータの断片化率と予め設定した閾値とを比較することにより前記コピー方法が選択されることを特徴とする請求項３４記載のコンピュータシステムのデータコピー方法。

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