JP2023110180A - ストレージ装置および制御方法 - Google Patents

Abstract

【課題】記憶装置のファームウェア更新中でもストレージ装置に対するＩ／Ｏ処理を継続する。
【解決手段】制御部２は、記憶装置３ａのファームウェアを更新中に記憶装置３ａに対する第１のデータの書き込みが要求されると、記憶装置３ｅに対して第１のデータを書き込むとともに、記憶装置３ａにおける第１のデータの書き込み先アドレスを、退避元アドレスとして第１のデータに対応付けて管理情報５に登録する。また、制御部２は、ファームウェアの更新中に記憶装置３ａからの第２のデータの読み出しが要求されると、管理情報５に基づき、第２のデータを記憶装置３ｅから読み出すか、またはＲＡＩＤグループ４に含まれる他の記憶装置３ｂ～３ｄのデータに基づいて第２のデータを取得する。
【選択図】図１

Description

本発明は、ストレージ装置および制御方法に関する。

ストレージ装置は、例えば、複数台の記憶装置と、各記憶装置に対するＩ／Ｏ（Input／Output）処理を制御する制御装置とを備える。一般的に、制御装置には、Ｉ／Ｏ処理の制御などの各種の処理を実行するためのファームウェアが搭載されている。また、各記憶装置にも、各記憶装置が動作するためのファームウェアが搭載されている。

ここで、ストレージ装置におけるファームウェアの更新に関して、次のような技術が提案されている。例えば、ストレージ制御装置として動作するブレードのうち、ファームウェアの更新対象ブレードで提供しているサービスをクラスタ内の他のブレードに移動し、サービス非提供状態となったブレードのファームウェアを更新するストレージ装置が提案されている。

また、統計処理プログラムを備えた次のようなストレージ装置も提案されている。このストレージ装置では、統計処理プログラムの更新に伴って定義情報を更新する場合は第１の定義情報が更新され、統計処理プログラムの更新に伴わずに定義情報を更新する場合は第２の定義情報が更新される。そして、更新された第１または第２の定義情報を使用して、ストレージ装置の制御のための統計処理が行われる。

特開２００６－３１３１２号公報 特開２０１５－１８４９２５号公報

ところで、ストレージ装置内の記憶装置のファームウェアを更新する際には、その記憶装置に対するＩ／Ｏ処理が抑止される。例えば、ファームウェアの更新にかかる時間が、ストレージ装置に対して記憶装置へのアクセスを要求するホスト装置でのタイムアウト時間より短ければ、特に問題を起こすことなく、ホスト装置からストレージ装置に対するＩ／Ｏ処理を継続できる。

しかし、最近では記憶装置のファームウェアの容量が大きくなる傾向にあり、ファームウェアの更新にかかる時間が上記のタイムアウト時間より長くなる場合がある。その場合、ホスト装置からストレージ装置に対するＩ／Ｏ処理が停止してしまう。

１つの側面では、本発明は、記憶装置のファームウェア更新中でもストレージ装置に対するＩ／Ｏ処理を継続可能なストレージ装置および制御方法を提供することを目的とする。

１つの案では、複数の記憶装置に対するアクセスを制御する制御部を有する次のようなストレージ装置が提供される。このストレージ装置において、制御部は、複数の記憶装置のうち、同一のＲＡＩＤグループに含まれる２以上の記憶装置の中の第１の記憶装置のファームウェアを更新中に、第１の記憶装置に対する第１のデータの書き込みが要求されると、複数の記憶装置のうち、２以上の記憶装置以外の第２の記憶装置に対して第１のデータを書き込むとともに、第１の記憶装置における第１のデータの書き込み先アドレスを、退避元アドレスとして第１のデータに対応付けて管理情報に登録する第１の書き込み処理を実行する。また、制御部は、ファームウェアの更新中に、第１の記憶装置からの第２のデータの読み出しが要求されると、管理情報を参照し、第１の記憶装置における第２のデータの読み出し元アドレスが管理情報に退避元アドレスとして登録されていた場合、第２のデータを第２の記憶装置から読み出し、第２のデータの読み出し元アドレスが管理情報に退避元アドレスとして登録されていない場合、２以上の記憶装置のうち第１の記憶装置以外の他の記憶装置に記憶されたデータに基づいて第２のデータを取得する第１の読み出し処理を実行する。

また、１つの案では、複数の記憶装置に対するアクセスを制御するコンピュータにおける次のような制御方法が提供される。この制御方法では、コンピュータは、複数の記憶装置のうち、同一のＲＡＩＤグループに含まれる２以上の記憶装置の中の第１の記憶装置のファームウェアを更新中に、第１の記憶装置に対する第１のデータの書き込みが要求されると、複数の記憶装置のうち、２以上の記憶装置以外の第２の記憶装置に対して第１のデータを書き込むとともに、第１の記憶装置における第１のデータの書き込み先アドレスを、退避元アドレスとして第１のデータに対応付けて管理情報に登録する第１の書き込み処理を実行する。また、コンピュータは、ファームウェアの更新中に、第１の記憶装置からの第２のデータの読み出しが要求されると、管理情報を参照し、第１の記憶装置における第２のデータの読み出し元アドレスが管理情報に退避元アドレスとして登録されていた場合、第２のデータを第２の記憶装置から読み出し、第２のデータの読み出し元アドレスが管理情報に退避元アドレスとして登録されていない場合、２以上の記憶装置のうち第１の記憶装置以外の他の記憶装置に記憶されたデータに基づいて第２のデータを取得する第１の読み出し処理を実行する。

１つの側面では、記憶装置のファームウェア更新中でもストレージ装置に対するＩ／Ｏ処理を継続できる。

第１の実施の形態に係るストレージシステムの構成例および処理例を示す図である。 第２の実施の形態に係るストレージシステムの構成例を示す図である。 ＣＭおよびＤＥのハードウェア構成例を示す図である。 ＣＭが備える処理機能の構成例を示す図である。 ディスク利用状態管理テーブルのデータ構成例を示す図である。 ＲＡＩＤグループ管理テーブルのデータ構成例を示す図である。 ディスクドライブのファームウェア更新処理の比較例を示すタイムチャートである。 第２の実施の形態におけるファームウェア更新処理全体の手順を示すフローチャートの例である。 更新順管理テーブルのデータ構成例を示す図である。 未利用ディスクに対するファームウェア更新処理の手順を示すフローチャートの例である。 ディスクキャッシュのディスクドライブに対するファームウェア更新処理の手順を示すフローチャートの例である。 スペアディスクに対するファームウェア更新処理の手順を示すフローチャートの例である。 第１の更新処理の開始時の処理を説明するための図である。 第１の更新処理中における書き込み処理を説明するための図である。 第１の更新処理中における読み出し処理を説明するための図である。 第１の更新処理後に実行される書き戻し処理を説明するための図である。 第２の更新処理を説明するための図である。 ＲＡＩＤデータディスクに対するファームウェア更新処理の手順を示すフローチャートの例である。 第１の更新処理の手順を示すフローチャートの例である。 第１の更新処理中の書き込み処理の手順を示すフローチャートの例である。 第１の更新処理中の読み出し処理の手順を示すフローチャートの例である。 退避先ディスクから更新対象ディスクへの書き戻し処理の手順を示すフローチャートの例である。 第２の更新処理の手順を示すフローチャートの例である。 ＲＡＩＤグループに組み込まれたスペアディスクに対するデータのリビルド処理の手順を示すフローチャートの例である。 スペアディスクから更新対象ディスクへの書き戻し処理の手順を示すフローチャートの例である。 リビルド処理中の書き込み処理の手順を示すフローチャートの例である。 リビルド処理中の読み出し処理の手順を示すフローチャートの例である。

以下、本発明の実施の形態について図面を参照して説明する。
〔第１の実施の形態〕
図１は、第１の実施の形態に係るストレージシステムの構成例および処理例を示す図である。図１に示すストレージシステムは、ストレージ装置１とホスト装置６を含む。また、ストレージ装置１は、制御部２と記憶装置３ａ，３ｂ，３ｃ，３ｄ，３ｅ，・・・を有する。

制御部２は、例えばプロセッサである。また、制御部２は、プロセッサを備えるストレージ制御装置であってもよい。制御部２は、ホスト装置６からのＩ／Ｏ要求に応じて、記憶装置３ａ，３ｂ，３ｃ，３ｄ，３ｅ，・・・に対するアクセスを制御する。

記憶装置３ａ，３ｂ，３ｃ，３ｄ，３ｅ，・・・のそれぞれは、例えば、ＨＤＤ（Hard Disk Drive）やＳＳＤ（Solid State Drive）などの不揮発性記憶装置である。記憶装置３ａ，３ｂ，３ｃ，３ｄ，３ｅ，・・・は、ファームウェアにしたがってデータの読み書きを行う。また、図１の例では、記憶装置３ａ～３ｄは、ＲＡＩＤ（Redundant Array of Inexpensive Disks）グループ４の構成ディスクとなっている。すなわち、制御部２は、記憶装置３ａ～３ｄに対するＩ／Ｏ処理をＲＡＩＤによって制御する。

ホスト装置６は、例えば、記憶装置３ａ，３ｂ，３ｃ，３ｄ，３ｅ，・・・の記憶領域を用いて業務などに関する所定の処理を実行するコンピュータである。
次に、ＲＡＩＤグループ４に含まれる記憶装置３ａ～３ｄのうち、例として記憶装置３ａのファームウェアを更新する場合の処理について説明する。記憶装置３ａのファームウェアを更新する際、制御部２は、記憶装置３ａに対するＩ／Ｏ処理を抑止し、この状態で記憶装置３ａに対して更新ファームウェアを適用する。

また、記憶装置３ａのファームウェアを更新中に、ホスト装置６からのＩ／Ｏ要求に応じて、記憶装置３ａに対するＩ／Ｏ処理が要求される場合がある。この場合、次のような処理が実行される。

記憶装置３ａに対するデータの書き込みが要求された場合、図１の下段に示すように、制御部２は、書き込みが要求されたデータ（書き込みデータ）を、ＲＡＩＤグループ４に含まれない他の記憶装置３ｅに書き込む。これとともに、制御部２は、記憶装置３ａにおける書き込みデータの書き込み先アドレスを、退避元アドレスとして書き込みデータに対応付けて管理情報５に登録する。管理情報５には、例えば、退避元アドレスと、退避先の記憶装置３ｅにおける書き込みデータの書き込み先アドレスとが対応付けて登録される。

また、記憶装置３ａからのデータの読み出しが要求された場合、制御部２は、管理情報５を参照し、読み出しが要求されたデータ（読み出しデータ）の記憶装置３ａにおける読み出し元アドレスが退避元アドレスとして登録されているかを判定する。読み出し元アドレスが退避元アドレスとして登録されていた場合、読み出しデータは記憶装置３ｅに退避されているので、制御部２は、読み出しデータを退避先である記憶装置３ｅから読み出す。

一方、読み出し元アドレスが退避元アドレスとして登録されていない場合、制御部２は、ＲＡＩＤグループ４における記憶装置３ａ以外の記憶装置３ｂ～３ｄに記憶されたデータに基づいて、読み出しデータを取得する。例えばＲＡＩＤグループ４のＲＡＩＤレベルが「１＋０」の場合、制御部２は、記憶装置３ｂ～３ｄのうち、記憶装置３ａのデータがミラーリングされている記憶装置から読み出しデータを読み出す。また、例えばＲＡＩＤグループ４のＲＡＩＤレベルが「５」の場合、制御部２は、記憶装置３ｂ～３ｄから読み出した分割データおよびパリティを用いて読み出しデータを復元する。

以上のような制御部２の処理によれば、記憶装置３ａのファームウェアを更新中でも、ホスト装置６からのＩ／Ｏ要求に応じたストレージ装置１に対するＩ／Ｏ処理を継続できる。このため、記憶装置３ａのファームウェアの容量が大きく、その更新時間が長くなった場合でも、ホスト装置６からのＩ／Ｏ要求に対するタイムアウトが発生する事態の発生を回避できる。

〔第２の実施の形態〕
図２は、第２の実施の形態に係るストレージシステムの構成例を示す図である。図２に示すストレージシステムは、ストレージ装置１０とホスト装置２０ａ，２０ｂ，２０ｃ，・・・を含む。

ストレージ装置１０は、ＣＥ（Controller Enclosure）１１ａ，１１ｂとＤＥ（Drive Enclosure）１２ａ，１２ｂを備える。ＣＥ１１ａには、ＣＭ（Controller Module）１００ａ，１００ｂが搭載されている。ＣＥ１１ｂには、ＣＭ１００ｃ，１００ｄが搭載されている。

ＣＭ１００ａ～１００ｄは、ネットワーク２１を介してホスト装置２０ａ，２０ｂ，２０ｃ，・・・と接続されている。ネットワーク２１は、例えば、ＦＣ（Fibre Channel）やｉＳＣＳＩ（Internet Small Computer System Interface）などを用いたＳＡＮ（Storage Area Network）である。ＣＭ１００ａ～１００ｄは、ホスト装置２０ａ，２０ｂ，２０ｃ，・・・からの要求に応じて、ＤＥ１２ａ，１２ｂに搭載された記憶装置にアクセスするストレージ制御装置である。

ＤＥ１２ａ，１２ｂには、ＣＭ１００ａ～１００ｄからのアクセス対象となる記憶装置が、それぞれ複数台搭載されている。これらの記憶装置としては、ＨＤＤやＳＳＤなどの不揮発性記憶装置が搭載される。以下、これらの不揮発性記憶装置を「ディスクドライブ」と記載する。

ホスト装置２０ａ，２０ｂ，２０ｃ，・・・は、ストレージ装置１０の記憶領域を利用して各種の業務に関する処理を実行するコンピュータである。
なお、以下の説明では、ＣＥ１１ａ，１１ｂを特に区別せずに指し示す場合には「ＣＥ１１」と記載する場合がある。また、ホスト装置２０ａ，２０ｂ，２０ｃ，・・・を特に区別せずに指し示す場合には「ホスト装置２０」と記載する場合がある。さらに、ＣＭ１００ａ～１００ｄを特に区別せずに指し示す場合には「ＣＭ１００」と記載する場合がある。また、ＤＥ１２ａ，１２ｂを特に区別せずに指し示す場合には「ＤＥ１２」と記載する場合がある。

上記のストレージ装置１０においては、ホスト装置２０からのアクセス対象となる論理ボリューム（論理記憶領域）が設定される。ＣＭ１００は、ホスト装置２０からの要求に応じて論理ボリュームに対するアクセスを制御する。また、論理ボリュームは、１台以上のディスクドライブの物理記憶領域によって実現される。例えば、論理ボリュームは、ＲＡＩＤによって管理される複数台のディスクドライブによって実現される。

図３は、ＣＭおよびＤＥのハードウェア構成例を示す図である。
ＣＭ１００は、プロセッサ１０１、ＲＡＭ（Random Access Memory）１０２、ＳＳＤ１０３、ＣＡ（Channel Adapter）１０４およびＤＩ（Drive Interface）１０５を備える。

プロセッサ１０１は、ＣＭ１００全体を統括的に制御する。プロセッサ１０１は、例えば、ＣＰＵ（Central Processing Unit）、ＭＰＵ（Micro Processing Unit）、ＤＳＰ（Digital Signal Processor）、ＡＳＩＣ（Application Specific Integrated Circuit）、ＧＰＵ（Graphics Processing Unit）、ＰＬＤ（Programmable Logic Device）のいずれかである。また、プロセッサ１０１は、ＣＰＵ、ＭＰＵ、ＤＳＰ、ＡＳＩＣ、ＧＰＵ、ＰＬＤのうちの２以上の要素の組み合わせであってもよい。

ＲＡＭ１０２は、ＣＭ１００の主記憶装置である。ＲＡＭ１０２は、プロセッサ１０１に実行させるＯＳ（Operating System）のプログラムやアプリケーションプログラムの少なくとも一部を一時的に記憶する。また、ＲＡＭ１０２は、プロセッサ１０１による処理に用いる各種データを記憶する。

ＳＳＤ１０３は、ＣＭ１００の補助記憶装置である。ＳＳＤ１０３には、ＯＳのプログラム、アプリケーションプログラム、および各種データが格納される。なお、ＣＭ１００は、補助記憶装置として、ＳＳＤ１０３の代わりにＨＤＤを備えていてもよい。

ＣＡ１０４は、ネットワーク２１を介してホスト装置２０と通信するためのインタフェースである。ＤＩ１０５は、ＤＥ１２内のディスクドライブと通信するためのインタフェースである。

ＤＥ１２は、前述のように、ＣＭ１００からのアクセス対象となるディスクドライブ（ＤＩＳＫ）２００ａ，２００ｂ，２００ｃ，・・・を備える。ディスクドライブ２００ａ，２００ｂ，２００ｃ，・・・のそれぞれは、ＨＤＤのディスク部やＳＳＤのメモリセル部のようなデータ記憶部（図示せず）に加えて、コントローラ２０１および不揮発性のメモリ２０２を備える。メモリ２０２には、ファームウェアや各種のデータが記憶される。コントローラ２０１は、例えばプロセッサを備える制御回路であり、メモリ２０２内のファームウェアにしたがってデータ記憶部に対するデータの読み書きを制御する。

図４は、ＣＭが備える処理機能の構成例を示す図である。ＣＭ１００は、記憶部１１０、キャッシュ制御部１２１、ＲＡＩＤ制御部１２２、ディスク制御部１２３、構成管理部１２４、保守制御部１２５およびシステム監視部１２６を備える。

記憶部１１０は、ＲＡＭ１０２やＳＳＤ１０３など、ＣＭ１００が備える記憶装置の記憶領域である。記憶部１１０には、ディスク利用状態管理テーブル１１１、ＲＡＩＤグループ管理テーブル１１２、更新順管理テーブル１１３、退避データ管理テーブル１１４およびリビルド管理テーブル１１５が記憶される。

ディスク利用状態管理テーブル１１１には、ＤＥ１２ａ，１２ｂに搭載されたすべてのディスクドライブに関する情報が登録される。ＲＡＩＤグループ管理テーブル１１２には、ＲＡＩＤグループに関する情報が登録される。

ここで、図５は、ディスク利用状態管理テーブルのデータ構成例を示す図である。ディスク利用状態管理テーブル１１１には、ＤＥ１２ａ，１２ｂに搭載された各ディスクドライブに対応するレコードが登録される。本実施の形態において、ディスクドライブは、搭載されるＤＥ１２を示すＤＥ番号と、そのＤＥ１２においてディスクドライブが装着されるスロットを示すスロット番号とによって識別される。なお、以下の説明では、ＤＥ番号「Ｘ」のＤＥ１２におけるスロット番号「Ｙ」のスロットに搭載されたディスクドライブを、「ＤＥ＃Ｘ スロット＃Ｙのディスクドライブ」と記載する。

各レコードは、種別、用途、ＲＡＩＤグループ番号、退避先ディスクおよび退避処理ステータスを含む。
種別の項目には、ディスクドライブの記憶容量と、ディスクドライブがＨＤＤかＳＳＤかを示す情報が登録される。例えば図５では、ＤＥ＃０ スロット＃０のディスクドライブの種別は、６００ＧＢの記憶容量を有するＳＳＤであることが登録されている。

用途の項目には、ディスクドライブがどのような用途に利用されているかを示す情報が登録される。用途の項目に登録される情報としては、ＲＡＩＤデータディスク、スペアディスク、ディスクキャッシュ、未利用ディスクがある。ＲＡＩＤデータディスクは、ＲＡＩＤグループに含まれるディスクドライブを示す。スペアディスクは、ＲＡＩＤデータディスクが故障した場合に、それに代わって利用されるディスクドライブであることを示す。ディスクキャッシュは、ディスクドライブがキャッシュ領域の一部として利用されていることを示す。未利用ディスクは、ディスクドライブが何の用途にも利用されていないことを示す。

ＲＡＩＤグループ番号は、ディスクドライブがＲＡＩＤデータディスクである場合に、そのディスクドライブが含まれているＲＡＩＤグループの識別番号を示す。
退避先ディスクと退避処理ステータスの各項目は、ＲＡＩＤデータディスクのファームウェア更新の際に後述する「第１の更新処理」が実行された場合に利用される。退避先ディスクの項目には、書き込みデータの退避先として利用される退避先ディスクが設定された場合に、その退避先ディスクの識別番号が登録される。退避処理ステータスの項目には、退避先ディスクが設定されている場合に、現在の動作状態が「退避中」と「書き戻し中」のどちらであるかを示す情報が登録される。「退避中」は、書き込みデータが退避される状態であることを示し、「書き戻し中」は、退避されたデータが元のディスクドライブに書き戻される状態であることを示す。

図６は、ＲＡＩＤグループ管理テーブルのデータ構成例を示す図である。ＲＡＩＤグループ管理テーブル１１２には、設定されている各ＲＡＩＤグループに対応するレコードが登録される。各レコードには、ＲＡＩＤグループを識別するＲＡＩＤグループ番号と、そのＲＡＩＤグループに設定されたＲＡＩＤレベルとが登録される。

以下、図４を参照して説明を続ける。
更新順管理テーブル１１３、退避データ管理テーブル１１４およびリビルド管理テーブル１１５は、ディスクドライブのファームウェア更新時において一時的に記憶される管理情報である。

更新順管理テーブル１１３には、ファームウェア更新対象のディスクドライブ（更新対象ディスク）の識別情報が、ディスク利用状態管理テーブル１１１に登録された用途別に分類されて登録される。

退避データ管理テーブル１１４は、後述する「第１の更新処理」が実行される際に参照される管理情報である。退避データ管理テーブル１１４には、退避先ディスクに書き込まれた各データについての、更新対象ディスクにおける書き込み先アドレスが登録される。

リビルド管理テーブル１１５は、後述する「第２の更新処理」が実行される際に作成される管理情報である。リビルド管理テーブル１１５は、更新対象ディスクにおける各単位記憶領域に対応するビットを有するビットマップとして作成され、各ビットに対応する単位記憶領域のデータのリビルドが実行済みか否かを管理する。

キャッシュ制御部１２１、ＲＡＩＤ制御部１２２、ディスク制御部１２３、構成管理部１２４、保守制御部１２５およびシステム監視部１２６の処理は、ＣＭ１００が備えるプロセッサ１０１が所定のプログラムを実行することで実現される。

キャッシュ制御部１２１は、ホスト装置２０から論理ボリュームに対するＩ／Ｏ要求を受信すると、Ｉ／Ｏ要求に応じた論理ボリュームに対するＩ／Ｏ処理を、キャッシュ領域を利用して実行する。キャッシュ領域としては、例えば、ＲＡＭ１０２に確保される一次キャッシュ、ＳＳＤ１０３に確保される二次キャッシュ、ＤＥ１２内のディスクドライブ（キャッシュディスク）に確保される三次キャッシュがある。

キャッシュ制御部１２１は、例えば、ある論理ボリュームからのデータの読み出し要求を受信すると、読み出しが要求されたデータ（読み出しデータ）がキャッシュ領域に格納されているかを判定する。読み出しデータがキャッシュ領域に格納されていた場合、キャッシュ制御部１２１は、読み出しデータをキャッシュ領域から読み出してホスト装置２０に送信する。一方、読み出しデータがキャッシュ領域に格納されていない場合、キャッシュ制御部１２１は、読み出しデータをＲＡＩＤ制御部１２２を介してＤＥ１２から取得する。キャッシュ制御部１２１は、取得した読み出しデータをホスト装置２０に送信するとともに、キャッシュ領域に格納する。

また、キャッシュ制御部１２１は、ある論理ボリュームに対するデータの書き込み要求を受信すると、書き込みが要求されたデータをキャッシュ領域に格納する。さらに、キャッシュ制御部１２１は、キャッシュ領域に格納されたデータを、その格納タイミングとは非同期のタイミングで、ＲＡＩＤ制御部１２２を介してＤＥ１２のディスクドライブに書き込む（ライトバック）。書き込み先のディスクドライブは、データが書き込まれた論理ボリュームに対応付けられたＲＡＩＤグループに含まれるディスクドライブ（ＲＡＩＤデータディスク）となる。

ＲＡＩＤ制御部１２２は、キャッシュ制御部１２１からの依頼に応じて、論理ボリュームの物理記憶領域を実現するディスクドライブにアクセスする。ＲＡＩＤ制御部１２２は、このようなディスクドライブに対するアクセスを、ＲＡＩＤによって制御する。

ディスク制御部１２３は、ディスクドライブとの間のデータ送受信を制御するディスクドライバである。例えば、ＲＡＩＤ制御部１２２によるディスクドライブへのアクセスは、ディスク制御部１２３を介して行われる。また、ディスク制御部１２３は、ディスクドライブごとに単位時間当たりの書き込みデータ量を計測する。

構成管理部１２４は、管理者が操作する管理者端末（図示せず）からの指示にしたがって、各種の構成に関する設定処理を実行する。例えば、構成管理部１２４は、ＲＡＩＤグループの構成に関する情報をディスク利用状態管理テーブル１１１やＲＡＩＤグループ管理テーブル１１２に登録する。

保守制御部１２５は、ストレージ装置１０の保守に関する処理を実行する。本実施の形態において、保守制御部１２５は、そのような処理の一例として、各ディスクドライブにおけるファームウェアの更新制御処理を実行する。

システム監視部１２６は、ストレージ装置１０内の各部の動作状態を監視する。例えば、システム監視部１２６は、ＤＥ１２内の各ディスクドライブに異常が発生していないかを監視する。

次に、図７を参照して、ディスクドライブのファームウェア更新における問題点について説明する。
図７は、ディスクドライブのファームウェア更新処理の比較例を示すタイムチャートである。この図７では、ディスクドライブ２００ａのファームウェアを更新する場合の比較例を示す。

この場合、まず、保守制御部１２５は、ディスクドライブ２００ａに対するＩ／Ｏ処理を抑止するようにディスク制御部１２３に指示する（時刻Ｔ１）。そして、保守制御部１２５は、ディスクドライブ２００ａのファームウェア更新をディスク制御部１２３に指示する（時刻Ｔ２）。ディスク制御部１２３は、更新指示に応じてディスクドライブ２００ａに更新ファームウェアを転送し、更新ファームウェアをディスクドライブ２００ａのメモリ２０２に書き込む（時刻Ｔ３）。これにより、更新ファームウェアがディスクドライブ２００ａのメモリ２０２に格納される。

その後、時刻Ｔ６で更新ファームウェアの書き込みが完了すると、ディスク制御部１２３はディスクドライブ２００ａに再起動を指示する。この指示に応じてディスクドライブ２００ａが再起動することで、メモリ２０２に格納された更新ファームウェアが適用される。すなわち、コントローラ２０１によって更新ファームウェアが実行され、更新ファームウェアにしたがった処理が開始される。

時刻Ｔ７で再起動が完了すると、ディスク制御部１２３は、ファームウェア更新が完了したことを保守制御部１２５に通知する（時刻Ｔ８）。保守制御部１２５は、ディスクドライブ２００ａに対するＩ／Ｏ処理の抑止を解除するようにディスク制御部１２３に指示する（時刻Ｔ９）。これにより、ディスクドライブ２００ａに対するＩ／Ｏ処理が可能な状態に復帰する。

上記の処理では、ディスクドライブ２００ａに対するＩ／Ｏ処理が抑止された状態で、ディスクドライブ２００ａのファームウェアが更新される。Ｉ／Ｏ処理の抑止は、Ｉ／Ｏ処理を要求するホスト装置２０のＯＳやアプリケーションでタイムアウトと判定されない時間内に解除されればよい。これにより、ホスト装置２０によるストレージ装置１０の利用に影響を与えないようにファームウェア更新を実行可能となる。

しかしながら、近年、ディスクドライブのファームウェアの容量が増大する傾向にあり、ファームウェアの更新処理時間がタイムアウトと判定される時間より長くなるケースが多くなってきた。例えば図７では、時刻Ｔ４でディスクドライブ２００ａに対するＩ／Ｏ処理が要求されるが、Ｉ／Ｏ処理が抑止されているのでＩ／Ｏ処理の実行待ち状態となる。ところが、Ｉ／Ｏ処理の抑止が解除される前の時刻Ｔ５において、Ｉ／Ｏ要求に対するタイムアウトが発生している。

このように、タイムアウトと判定されるまでの間にＩ／Ｏ処理の抑止が解除されなくなると、ホスト装置２０がストレージ装置１０の異常発生と判定して、各種のトラブル対処処理を実行してしまう。また、タイムアウトを発生させないためには、ファームウェア更新処理中の期間にホスト装置２０からのＩ／Ｏ要求を抑止する方法が考えられる。しかし、この方法ではホスト装置２０側のシステムが停止され、ホスト装置２０を用いた業務が停止されてしまうという問題がある。

そこで、本実施の形態において、保守制御部１２５は、未利用ディスクまたはスペアディスクを用いてＩ／Ｏ処理を継続しながら、更新対象ディスクのファームウェア更新処理が実行されるように制御する。また、このような制御はＲＡＩＤデータディスクに対してのみ必要となる。そこで、保守制御部１２５は、ディスクドライブの用途に応じて適切なファームウェア更新手順を選択して適用する。

図８は、第２の実施の形態におけるファームウェア更新処理全体の手順を示すフローチャートの例である。ＤＥ１２ａ，１２ｂに含まれるディスクドライブのファームウェア更新は、ＣＭ１００ａ～１００ｄのうち複数のＣＭによって分担されて実行されてもよいし、１つのＣＭだけによって実行されてもよい。前者の場合には、更新対象のディスクドライブがＣＭごとに割り当てられる。図８では、１つのＣＭによるファームウェア更新処理の手順を示す。

［ステップＳ１１］保守制御部１２５は、ファームウェア更新対象のすべてのディスクドライブの情報をディスク利用状態管理テーブル１１１から取得する。具体的には、各ディスクドライブについての種別、用途、ＲＡＩＤグループ番号がディスク利用状態管理テーブル１１１から取得される。

［ステップＳ１２］保守制御部１２５は、ファームウェア更新対象のディスクドライブを用途ごとに分類し、リスト化する。この処理では、更新順管理テーブル１１３が作成され、作成された更新順管理テーブル１１３にディスクドライブの識別情報が用途ごとに分類されて登録される。

ここで、図９は、更新順管理テーブルのデータ構成例を示す図である。図９に示すように、更新順管理テーブル１１３には、未利用ディスク、ディスクキャッシュ、スペアディスク、ＲＡＩＤデータディスクの用途ごとに、更新対象ディスクの識別番号が分類されて登録される。また、後述するように、ＲＡＩＤデータディスクについてはＲＡＩＤグループ単位でファームウェア更新が実行されることから、ＲＡＩＤデータディスクについては更新対象ディスクの識別番号がＲＡＩＤグループごとに分類されて登録される。

図９の例では、更新順管理テーブル１１３の先頭側から、未利用ディスク、ディスクキャッシュ、スペアディスク、ＲＡＩＤデータディスクの順にファームウェア更新が実行されるように、更新順が決定される。ただし、用途別の更新順序はこの例に限定されるものではない。

以下、図８を参照して説明を続ける。
［ステップＳ１３］更新順管理テーブル１１３に登録された各未利用ディスクに対するファームウェア更新処理が実行される。

［ステップＳ１４］更新順管理テーブル１１３に登録されたディスクキャッシュの各ディスクドライブに対するファームウェア更新処理が実行される。
［ステップＳ１５］更新順管理テーブル１１３に登録された各スペアディスクに対するファームウェア更新処理が実行される。

［ステップＳ１６］更新順管理テーブル１１３に登録された各ＲＡＩＤデータディスクに対するファームウェア更新処理が実行される。
図１０は、未利用ディスクに対するファームウェア更新処理の手順を示すフローチャートの例である。この図１０の処理は、図８のステップＳ１３の処理に対応する。

［ステップＳ２１］保守制御部１２５は、更新順管理テーブル１１３に登録された未利用ディスクをＤＥ１２ごとに分類し、ＤＥ１２ごとに、ＤＥ１２に含まれる未利用ディスクについてのファームウェアの更新順を決定する。

この後のステップＳ２２～Ｓ２６の処理は、ＤＥ１２ごとに実行される。また、各ＤＥ１２についてのステップＳ２２～Ｓ２６の処理は、並行して実行されてもよい。
［ステップＳ２２］保守制御部１２５は、処理対象のＤＥ１２に含まれる未利用ディスクのうち、ファームウェア未更新の未利用ディスクの中から、更新順が最も早い未利用ディスクを選択する。

［ステップＳ２３］保守制御部１２５は、選択された未利用ディスクに対する動作状態の監視を抑止するようにシステム監視部１２６に依頼する。ファームウェア更新中はディスクドライブのＩ／Ｏ動作が停止するので、システム監視部１２６がこのディスクドライブの動作状態を監視し続けると、異常が発生したと誤判定してしまう。ステップＳ２３の処理により、選択された未利用ディスクに対する動作状態の監視が抑止されるので、このような誤判定の発生を防止できる。

［ステップＳ２４］選択された未利用ディスクのファームウェア更新が実行される。この処理では、保守制御部１２５は、ディスク制御部１２３を介して更新ファームウェアを該当未利用ディスクに転送し、該当未利用ディスクのメモリ２０２に書き込む。書き込みが終了すると、ディスク制御部１２３の指示によって該当未利用ディスクが再起動され、更新ファームウェアが適用される。以上の処理が完了すると、次のステップＳ２５の処理が実行される。

［ステップＳ２５］保守制御部１２５は、選択された未利用ディスクに対する動作状態の監視の抑止を解除するようにシステム監視部１２６に依頼する。これにより、システム監視部１２６による動作状態の監視が再開される。

［ステップＳ２６］保守制御部１２５は、処理対象のＤＥ１２に含まれる未利用ディスクの中に、ファームウェア未更新の未利用ディスクがあるかを判定する。該当する未利用ディスクがある場合、処理がステップＳ２２に進められ、該当する未利用ディスクの中から更新順が最も早い未利用ディスクが選択される。一方、該当する未利用ディスクがない場合、未利用ディスクに対するファームウェア更新処理が終了する。

図１１は、ディスクキャッシュのディスクドライブに対するファームウェア更新処理の手順を示すフローチャートの例である。この図１１の処理は、図８のステップＳ１４の処理に対応する。

［ステップＳ３１］保守制御部１２５は、キャッシュ制御部１２１に対してディスクキャッシュ動作を停止するように依頼する。キャッシュ制御部１２１は、この依頼に応じてＩ／Ｏ処理時におけるキャッシュ領域の利用を停止し、ライトスルー方式でＩ／Ｏ処理を実行する。

［ステップＳ３２］保守制御部１２５は、更新順管理テーブル１１３に登録されたディスクキャッシュのディスクドライブをＤＥ１２ごとに分類し、ＤＥ１２ごとに、ＤＥ１２に含まれる該当ディスクドライブについてのファームウェアの更新順を決定する。

この後のステップＳ３３～Ｓ３７の処理は、ＤＥ１２ごとに実行される。また、各ＤＥ１２についてのステップＳ３３～Ｓ３７の処理は、並行して実行されてもよい。
［ステップＳ３３］保守制御部１２５は、処理対象のＤＥ１２に含まれるディスクキャッシュのディスクドライブのうち、ファームウェア未更新のディスクドライブの中から、更新順が最も早いディスクドライブを選択する。

［ステップＳ３４］保守制御部１２５は、選択されたディスクドライブに対する動作状態の監視を抑止するようにシステム監視部１２６に依頼する。これにより、選択されたディスクドライブに対する動作状態の監視が抑止される。また、保守制御部１２５は、選択されたディスクドライブに対するＩ／Ｏ処理を抑止するようにディスク制御部１２３に依頼する。これにより、選択されたディスクドライブに対するＩ／Ｏ処理が抑止される。

［ステップＳ３５］選択されたディスクドライブのファームウェア更新が実行される。この処理では、保守制御部１２５は、ディスク制御部１２３を介して更新ファームウェアを該当ディスクドライブに転送し、該当ディスクドライブのメモリ２０２に書き込む。書き込みが終了すると、ディスク制御部１２３の指示によって該当ディスクドライブが再起動され、更新ファームウェアが適用される。以上の処理が完了すると、次のステップＳ３６の処理が実行される。

［ステップＳ３６］保守制御部１２５は、選択されたディスクドライブに対する動作状態の監視の抑止を解除するようにシステム監視部１２６に依頼する。これにより、システム監視部１２６による動作状態の監視が再開される。また、保守制御部１２５は、選択されたディスクドライブに対するＩ／Ｏ処理の抑止を解除するようにディスク制御部１２３に依頼する。これにより、選択されたディスクドライブに対するＩ／Ｏ処理が可能な状態に復帰する。

［ステップＳ３７］保守制御部１２５は、処理対象のＤＥ１２に含まれるディスクキャッシュのディスクドライブの中に、ファームウェア未更新のディスクドライブがあるかを判定する。該当するディスクドライブがある場合、処理がステップＳ３３に進められ、該当するディスクドライブの中から更新順が最も早いディスクドライブが選択される。一方、該当するディスクドライブがない場合、処理がステップＳ３８に進められる。

［ステップＳ３８］保守制御部１２５は、すべてのＤＥ１２についてステップＳ３３～Ｓ３７の処理が実行されるまで、待ち合わせる。そして、すべてのＤＥ１２についての処理が完了すると、保守制御部１２５は、キャッシュ制御部１２１に対してディスクキャッシュ動作を再開させるように依頼する。キャッシュ制御部１２１は、この依頼に応じてＩ／Ｏ処理時におけるキャッシュ領域の利用を再開し、ライトバック方式でＩ／Ｏ処理を実行する。

図１２は、スペアディスクに対するファームウェア更新処理の手順を示すフローチャートの例である。この図１２の処理は、図８のステップＳ１５の処理に対応する。
［ステップＳ４１］保守制御部１２５は、更新順管理テーブル１１３に登録されたスペアディスクの中から、ファームウェア未更新のスペアディスクを選択する。

［ステップＳ４２］保守制御部１２５は、選択されたスペアディスクをスペア先とする（スペアとして使用する）ＲＡＩＤグループを特定し、そのＲＡＩＤグループに含まれるＲＡＩＤデータディスクが正常状態かを判定する。すべてのＲＡＩＤデータディスクが正常状態である場合、処理がステップＳ４３に進められる。一方、異常状態のＲＡＩＤデータディスクが１つ以上ある場合には、選択されたスペアディスクがＲＡＩＤグループに組み込まれる可能性がある。このため、処理がステップＳ４６に進められ、このスペアディスクについてのファームウェア更新の実行がスキップされる。

［ステップＳ４３］保守制御部１２５は、選択されたスペアディスクに対する動作状態の監視を抑止するようにシステム監視部１２６に依頼する。これにより、選択されたスペアディスクに対する動作状態の監視が抑止される。また、保守制御部１２５は、選択されたスペアディスクに対するＩ／Ｏ処理を抑止するようにディスク制御部１２３に依頼する。これにより、選択されたスペアディスクに対するＩ／Ｏ処理が抑止される。

［ステップＳ４４］選択されたスペアディスクのファームウェア更新が実行される。この処理では、保守制御部１２５は、ディスク制御部１２３を介して更新ファームウェアを該当スペアディスクに転送し、該当スペアディスクのメモリ２０２に書き込む。書き込みが終了すると、ディスク制御部１２３の指示によって該当スペアディスクが再起動され、更新ファームウェアが適用される。以上の処理が完了すると、次のステップＳ４５の処理が実行される。

［ステップＳ４５］保守制御部１２５は、選択されたスペアディスクに対する動作状態の監視の抑止を解除するようにシステム監視部１２６に依頼する。これにより、システム監視部１２６による動作状態の監視が再開される。また、保守制御部１２５は、選択されたスペアディスクに対するＩ／Ｏ処理の抑止を解除するようにディスク制御部１２３に依頼する。これにより、選択されたスペアディスクに対するＩ／Ｏ処理が可能な状態に復帰する。

［ステップＳ４６］保守制御部１２５は、更新順管理テーブル１１３に登録されたスペアディスクの中に、ファームウェア未更新のスペアディスクがあるかを判定する。該当するスペアディスクがある場合、処理がステップＳ４１に進められ、該当するスペアディスクの中からファームウェア未更新のスペアディスクが選択される。一方、該当するスペアディスクがない場合、スペアディスクに対するファームウェア更新処理が終了する。

以上の図１０～図１２の処理では、ファームウェアの更新対象ディスクの用途に応じて適切な更新処理手順が採用されることで、更新処理の効率を高め、処理に要する時間を短縮できる。例えば、図１０の処理と図１１の処理とを比較した場合、次のような処理手順の違いがある。ファームウェア更新前の通常状態では、ディスクキャッシュのディスクドライブに対してＩ／Ｏ処理が行われている。このため、図１１の更新処理には、ディスクキャッシュのディスクドライブに対するＩ／Ｏ処理を抑止するための処理や抑止を解除するための処理が含まれる。一方、未利用ディスクに対しては通常状態においてＩ／Ｏ処理が行われない。このため、図１０の更新処理には、未利用ディスクに対するＩ／Ｏ処理を抑止するための処理や抑止を解除するための処理が含まれない。

また、図１２の処理では、更新対象ディスクをスペア先とするＲＡＩＤグループに含まれるＲＡＩＤデータディスクの中に異常状態のものが存在する場合には、更新対象ディスクにおけるファームウェア更新が実行されない。これにより、既存のＲＡＩＤデータディスクが故障したときに、更新対象ディスクをＲＡＩＤグループに組み込むことができない事態の発生確率を低減できる。

次に、ＲＡＩＤデータディスクに対するファームウェア更新処理について説明する。前述のように、ＲＡＩＤデータディスクに対するファームウェア更新時においては、未利用ディスクまたはスペアディスクを利用してＩ／Ｏ処理が継続されるように制御される。以下の説明では、未利用ディスクが利用されるファームウェア更新処理を「第１の更新処理」と記載し、スペアディスクが利用されるファームウェア更新処理を「第２の更新処理」と記載する。

ＲＡＩＤデータディスクのファームウェアが更新される場合には、更新対象ディスクにおける直近の単位時間における書き込みデータ量と所定の閾値との比較結果に応じて、第１の更新処理と第２の更新処理とが選択的に実行される。この「書き込みデータ量」とは、新規データの書き込み量と更新データの書き込み量とを含む。本実施の形態では、書き込みデータ量が閾値未満の場合に第１の更新処理が実行され、閾値以上の場合に第２の更新処理が実行される。

また、本実施の形態では、閾値と比較される書き込みデータ量として、「データ書き込み率」が用いられるものとする。データ書き込み率は、更新対象ディスク全体の記憶容量に対する、単位時間における書き込みデータ量の比率を示す。ただし、閾値と比較される書き込みデータ量としては、書き込みデータの絶対量を用いることもできる。また、本実施の形態では、単位時間を１分とする。

ここではまず、図１３～図１６を参照して、第１の更新処理およびそれに関係する処理について説明する。
図１３は、第１の更新処理の開始時の処理を説明するための図である。図１３では、ＤＥ＃０ スロット＃０，＃１、ＤＥ＃１ スロット＃０，＃１の４台のディスクドライブが、ＲＡＩＤグループ＃０に含まれているとする。また、ＤＥ＃０ スロット＃８のディスクドライブが未利用ディスクとなっており、ＤＥ＃０ スロット＃９のディスクドライブが、ＲＡＩＤグループ＃０に対応するスペアディスクとして設定されているとする。

このような状態から、ＤＥ＃０ スロット＃０のディスクドライブがファームウェアの更新対象ディスクとして選択されたとする。すると、保守制御部１２５は、更新対象ディスクに対するＩ／Ｏ処理を抑止させる。これとともに、保守制御部１２５は、ディスク利用状態管理テーブル１１１のレコードのうち更新対象ディスクに対応するレコードに、退避先ディスクとして未利用ディスクを示すＤＥ＃０ スロット＃８を登録し、ステータスとして「退避中」を登録する。これにより、ＤＥ＃０ スロット＃８のディスクドライブが書き込みデータの退避先として設定される。さらに、保守制御部１２５は、退避先ディスクに書き込まれるデータを管理するための退避データ管理テーブル１１４を作成する。保守制御部１２５は、以上の処理を実行してから、更新対象ディスクのファームウェア更新を開始する。

図１４は、第１の更新処理中における書き込み処理を説明するための図である。ディスク利用状態管理テーブル１１１において、更新対象ディスクを示すＤＥ＃０ スロット＃０に対して退避先ディスクが設定され、かつステータスが「退避中」である状態において、ＲＡＩＤグループ＃０へのデータの書き込みが要求されたとする。

この状態では、更新対象ディスクに対するＩ／Ｏ処理が抑止されている。この場合、ＲＡＩＤ制御部１２２は、更新対象ディスクに書き込むべき書き込みデータを退避先ディスクに書き込む。これとともに、ＲＡＩＤ制御部１２２は、元の更新対象ディスクに対する書き込みデータの書き込み先アドレス（退避元アドレス）を、退避先ディスクにおける書き込み先アドレス（退避先アドレス）に対応付けて退避データ管理テーブル１１４に登録する。

図１５は、第１の更新処理中における読み出し処理を説明するための図である。ディスク利用状態管理テーブル１１１において、更新対象ディスクを示すＤＥ＃０ スロット＃０に対して退避先ディスクが設定され、かつステータスが「退避中」である状態において、ＲＡＩＤグループ＃０からのデータの読み出しが要求されたとする。そして、この読み出し要求に伴って、ＲＡＩＤ制御部１２２による更新対象ディスクからのデータ読み出しが必要になったとする。この場合、ＲＡＩＤ制御部１２２は、退避データ管理テーブル１１４を参照し、更新対象ディスクにおける読み出し元アドレスが退避元アドレスとして退避データ管理テーブル１１４に登録されているかを判定する。

図１５（Ａ）は、該当する退避元アドレスが退避データ管理テーブル１１４に登録されている場合、すなわち、読み出しが要求されたデータが退避先ディスクに格納されている場合の処理を示している。この場合、ＲＡＩＤ制御部１２２は、該当する退避元アドレスに対応付けられた退避先アドレスを退避データ管理テーブル１１４から取得し、退避先ディスクにおける退避先アドレスからデータを読み出す。

一方、図１５（Ｂ）は、該当する退避元アドレスが退避データ管理テーブル１１４に登録されていない場合、すなわち、読み出しが要求されたデータが退避先ディスクに格納されていない場合の処理を示している。この場合、ＲＡＩＤ制御部１２２は、ＲＡＩＤグループ＃０に含まれるディスクドライブのうち、更新対象ディスクを除く残りのディスクドライブに記憶されたデータを利用して、読み出しが要求されたデータを取得する。

図１５（Ｂ）では、ＲＡＩＤグループ＃０のＲＡＩＤレベルが「１＋０」であるとする。そして、書き込みデータが分割された分割データがＤＥ＃０ スロット＃０，＃１のディスクドライブに分散して書き込まれるとともに、ＤＥ＃０ スロット＃０のディスクドライブのデータがＤＥ＃１ スロット＃０のディスクドライブにミラーリングされ、ＤＥ＃０ スロット＃１のディスクドライブのデータがＤＥ＃１ スロット＃１のディスクドライブにミラーリングされるとする。この場合、読み出しが要求されたデータは、ＤＥ＃０ スロット＃０のディスクドライブ（更新対象ドライブ）の代わりにＤＥ＃１ スロット＃０のディスクドライブから読み出される。

また、例えば、ＲＡＩＤグループ＃０のＲＡＩＤレベルが「５」の場合、読み出しが要求されたデータは、ＲＡＩＤグループ＃０に含まれる残りのディスクドライブから読み出された分割データおよびパリティに基づいて復元される。

以上のように、第１の更新処理が実行された場合には、更新対象ディスクに対するファームウェア更新が実行されている期間でもＲＡＩＤグループ＃０に対するＩ／Ｏ処理を継続することができる。このため、ファームウェア更新が完了する前にＩ／Ｏ要求に対するタイムアウトが発生することを防止できる。

図１６は、第１の更新処理後に実行される書き戻し処理を説明するための図である。更新対象ディスクに対するファームウェア更新が完了すると、保守制御部１２５は、ファームウェアが更新された退避元ディスク（ＤＥ＃０ スロット＃０のディスクドライブ）に対するＩ／Ｏ処理の抑止を解除する。これとともに、保守制御部１２５は、ディスク利用状態管理テーブル１１１においてＤＥ＃０ スロット＃０に対応付けられたステータスを「書き戻し中」に更新する。そして、保守制御部１２５は、退避データ管理テーブル１１４を参照して、退避先ディスクに書き込まれたデータを退避元ディスクに書き戻す。この書き戻しでは、退避データ管理テーブル１１４から退避元アドレスと退避先アドレスの組が取得され、退避先ディスクの退避先アドレスからデータが読み出され、退避元ディスクの退避元アドレスに書き込まれる。書き込みが完了すると、退避元アドレスと退避先アドレスの組が退避データ管理テーブル１１４から削除される。

また、書き戻しの実行中でも、ＲＡＩＤ制御部１２２からの退避元ディスクに対するＩ／Ｏ処理が可能となる。例えば、退避元ディスクへの書き込みが発生したとき、書き込みデータが退避元ディスクに書き込まれる。このとき、書き込み先アドレスが退避データ管理テーブル１１４に退避元アドレスとして登録されていた場合には、その退避元アドレスおよび対応する退避先アドレスが退避データ管理テーブル１１４から削除される。

また、例えば、退避元ディスクからの読み出しが発生したときには、退避データ管理テーブル１１４が参照される。読み出し元アドレスが退避データ管理テーブル１１４に退避元アドレスとして登録されていた場合には、その退避元アドレスに対応付けられた退避先アドレスが取得され、退避先ディスクの退避先アドレスからデータが読み出される。一方、読み出し元アドレスが退避データ管理テーブル１１４に退避元アドレスとして登録されていない場合には、データが退避元ディスクから読み出される。

このように、書き戻し処理が実行されている間でも、ＲＡＩＤ制御部１２２からの退避元ディスクに対するＩ／Ｏ処理が可能であり、Ｉ／Ｏ処理に対するタイムアウトが発生することはない。

なお、退避先ディスクに書き込まれたデータの管理に関しては、上記のように退避データ管理テーブル１１４を用いる代わりに、退避先ディスクに書き込まれたデータに対して退避元アドレスが付加されてもよい。ただし、退避データ管理テーブル１１４に退避元アドレスと退避先アドレスとを対応付けておくことで、読み出し処理の際に読み出し元アドレスが退避元アドレスとして登録されているかを判定するための検索処理を効率よく実行可能になる。

次に、図１７は、第２の更新処理を説明するための図である。図１７の上段では上記の図１３と同様に、ＤＥ＃０ スロット＃０，＃１、ＤＥ＃１ スロット＃０，＃１の４台のディスクドライブが、ＲＡＩＤグループ＃０に含まれているとする。また、ＤＥ＃０ スロット＃８のディスクドライブが未利用ディスクとなっており、ＤＥ＃０ スロット＃９のディスクドライブが、ＲＡＩＤグループ＃０に対応するスペアディスクとして設定されているとする。

そして、このような状態から、図１３と同様に、ＤＥ＃０ スロット＃０のディスクドライブがファームウェアの更新対象として選択されたとする。すると、図１７の中段に示すように、保守制御部１２５は、更新対象ディスクに対するＩ／Ｏ処理を抑止させる。また、保守制御部１２５は、更新対象ディスクをＲＡＩＤグループ＃０から切り離し、スペアディスクであるＤＥ＃０ スロット＃９のディスクドライブをＲＡＩＤグループ＃０に組み込むように、ＲＡＩＤ制御部１２２に依頼する。そして、保守制御部１２５は、更新対象ディスクのファームウェア更新を開始する。

ＲＡＩＤ制御部１２２は、更新対象ディスクが故障した場合と同じ手順で、更新対象ディスクをＲＡＩＤグループ＃０から切り離し、スペアディスクをＲＡＩＤグループ＃０に組み込む。このとき、ディスク利用状態管理テーブル１１１において、ＤＥ＃０ スロット＃０に対応するＲＡＩＤグループ番号が一時的に消去されるとともに、ＤＥ＃０ スロット＃９に対応するＲＡＩＤグループ番号として「０」が一時的に登録される。また、ＤＥ＃０ スロット＃９に対応する用途がＲＡＩＤデータディスクに一時的に変更される。

ＲＡＩＤ制御部１２２は、スペアディスクをＲＡＩＤグループ＃０に組み込むと、ＲＡＩＤグループ＃０に含まれる残りのディスクドライブのデータを用いて、切り離された更新対象ディスクのデータを復元し、スペアディスクに書き込む。また、ＲＡＩＤ制御部１２２は、このようなリビルド処理を、ＲＡＩＤグループ＃０に対するＩ／Ｏ処理を継続しながら実行する。

更新対象ディスクに対するファームウェア更新が完了すると、図１７の下段に示すように、保守制御部１２５は、組み込まれていたスペアディスクをＲＡＩＤグループ＃０から切り離し、更新対象ディスクをＲＡＩＤグループ＃０に再度組み込むように、ＲＡＩＤ制御部１２２に依頼する。そして、保守制御部１２５は、更新対象ディスクに対するＩ／Ｏ処理の抑止を解除する。

ＲＡＩＤ制御部１２２は、切り離されたスペアディスクに格納されているデータを、組み込まれた更新対象ディスクに書き戻す。ＲＡＩＤ制御部１２２は、このような書き戻し処理を、ＲＡＩＤグループ＃０に対するＩ／Ｏ処理を継続しながら実行する。また、ＲＡＩＤ制御部１２２は、更新対象ディスクのファームウェア更新が実行されている間にスペアディスクにリビルドされたデータだけを、組み込まれた更新対象ディスクに書き戻すこともできる。

以上のように、第２の更新処理が実行された場合には、第１の更新処理の実行時と同様に、更新対象ディスクに対するファームウェア更新が実行されている期間でもＲＡＩＤグループ＃０に対するＩ／Ｏ処理を継続することができる。このため、ファームウェア更新が完了する前にＩ／Ｏ要求に対するタイムアウトが発生することを防止できる。また、ファームウェア更新後に書き戻し処理が実行されている間でも、ＲＡＩＤグループ＃０に対するＩ／Ｏ処理が継続されるので、Ｉ／Ｏ処理に対するタイムアウトが発生することはない。

ここで、第１の更新処理と第２の更新処理とを比較すると、第２の更新処理が実行された場合、ＲＡＩＤグループからの更新対象ディスクの切り離しやＲＡＩＤグループへのスペアディスクの組み込みのための設定変更が行われる。さらに、第２の更新処理が実行された場合、切り離された更新対象ディスクのデータをリビルドして組み込まれたスペアディスクに書き込む処理が行われる。このため、第１の更新処理が実行された場合より第２の更新処理が実行された場合の方が処理手順が複雑であり、処理負荷が高い。したがって、可能な限り第１の更新処理が実行される方が、ファームウェア更新に関係する処理全体を効率化できるといえる。

一方で、第１の更新処理が実行された場合、ファームウェア更新処理中における更新対象ディスクへの書き込みデータ量が多いほど、更新終了後に元のディスクドライブに書き戻すべきデータ量も多くなる。このため、ファームウェア更新処理中における更新対象ディスクへの書き込みデータ量が多いほど、第１の更新処理を実行したときの処理効率が低下する。したがって、ファームウェア更新処理中における更新対象ディスクへの書き込みデータ量が少ないと推定される場合に、第１の更新処理を実行することにより、ファームウェア更新に関係する処理全体を効率化できるといえる。

このような理由から、本実施の形態では、直近の単位時間におけるデータ書き込み率が閾値未満の場合には第１の更新処理が実行され、閾値以上の場合には第２の更新処理が実行される。これにより、ＲＡＩＤデータディスクに対するファームウェア更新処理を効率化することができる。

次に、ＲＡＩＤデータディスクに対するファームウェア更新処理について、フローチャートを用いて説明する。
図１８は、ＲＡＩＤデータディスクに対するファームウェア更新処理の手順を示すフローチャートの例である。この図１８の処理は、図８のステップＳ１６の処理に対応する。

［ステップＳ５１］保守制御部１２５は、更新順管理テーブル１１３においてＲＡＩＤグループごとに分類されたＲＡＩＤデータディスクについて、ＲＡＩＤグループごとに、ＲＡＩＤグループに含まれるＲＡＩＤデータディスクのファームウェア更新順を決定する。

この後のステップＳ５２～Ｓ５６の処理は、ＲＡＩＤグループごとに実行される。また、各ＲＡＩＤグループについてのステップＳ５２～Ｓ５６の処理は、並行して実行されてもよい。

［ステップＳ５２］保守制御部１２５は、処理対象のＲＡＩＤグループに含まれるＲＡＩＤデータディスクのうち、ファームウェア未更新のＲＡＩＤデータディスクの中から、更新順が最も早いＲＡＩＤデータディスクを更新対象ディスクとして選択する。

［ステップＳ５３］保守制御部１２５は、選択された更新対象ディスクにおける直近１分のデータ書き込み率をシステム監視部１２６から取得し、取得したデータ書き込み率を所定の閾値と比較する。ここでは例として、閾値を５０％とする。データ書き込み率が５０％未満の場合、処理がステップＳ５４に進められ、データ書き込み率が５０％以上の場合、処理がステップＳ５５に進められる。

［ステップＳ５４］第１の更新処理が実行される。この処理では、更新対象ディスクに対する書き込みデータが退避先ディスクに退避される。
［ステップＳ５５］第２の更新処理が実行される。この処理では、更新対象ディスクがＲＡＩＤグループから切り離され、スペアディスクがＲＡＩＤグループに組み込まれる。

［ステップＳ５６］保守制御部１２５は、処理対象のＲＡＩＤグループに含まれるＲＡＩＤデータディスクの中に、ファームウェア未更新のＲＡＩＤデータディスクがあるかを判定する。該当するＲＡＩＤデータディスクがある場合、処理がステップＳ５２に進められ、該当するＲＡＩＤデータディスクの中から更新順が最も早いＲＡＩＤデータディスクが選択される。一方、該当するＲＡＩＤデータディスクがない場合、ＲＡＩＤデータディスクに対するファームウェア更新処理が終了する。

図１９は、第１の更新処理の手順を示すフローチャートの例である。この図１９の処理は、図１８のステップＳ５４の処理に対応する。
［ステップＳ６１］保守制御部１２５は、図１８のステップＳ５２で選択された更新対象ディスクに対する動作状態の監視を抑止するようにシステム監視部１２６に依頼する。これにより、更新対象ディスクに対する動作状態の監視が抑止される。また、保守制御部１２５は、更新対象ディスクに対するＩ／Ｏ処理を抑止するようにディスク制御部１２３に依頼する。これにより、更新対象ディスクに対するＩ／Ｏ処理が抑止される。

［ステップＳ６２］保守制御部１２５は、ディスク利用状態管理テーブル１１１から更新対象ディスクのレコードを特定する。保守制御部１２５は、特定したレコードにおける退避先ディスクの項目に、退避先とする未利用ディスクの識別番号を設定し、退避処理ステータスの項目に「退避中」を設定する。また、保守制御部１２５は、退避データ管理テーブル１１４を作成する。

［ステップＳ６３］更新対象ディスクのファームウェア更新が実行される。この処理では、保守制御部１２５は、ディスク制御部１２３を介して更新ファームウェアを更新対象ディスクに転送し、更新対象ディスクのメモリ２０２に書き込む。書き込みが終了すると、ディスク制御部１２３の指示によって更新対象ディスクが再起動され、更新ファームウェアが適用される。以上の処理が完了すると、次のステップＳ６４の処理が実行される。

［ステップＳ６４］保守制御部１２５は、ステップＳ６２で特定したレコードにおいて、退避処理ステータスを「書き戻し中」に更新する。そして、保守制御部１２５は、退避先ディスクから更新対象ディスクに対する書き戻し処理を開始する。なお、この書き戻し処理については後の図２２において説明する。

［ステップＳ６５］保守制御部１２５は、更新対象ディスクに対する動作状態の監視の抑止を解除するようにシステム監視部１２６に依頼する。これにより、システム監視部１２６による動作状態の監視が再開される。また、保守制御部１２５は、更新対象ディスクに対するＩ／Ｏ処理の抑止を解除するようにディスク制御部１２３に依頼する。これにより、更新対象ディスクに対するＩ／Ｏ処理が可能な状態に復帰する。

図２０は、第１の更新処理中の書き込み処理の手順を示すフローチャートの例である。
［ステップＳ７１］ＲＡＩＤ制御部１２２において、更新対象ディスクが属するＲＡＩＤグループに対する書き込み要求に応じて、更新対象ディスクに対する書き込みが発生すると、次のステップＳ７２以降の処理が実行される。

［ステップＳ７２］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ディスク利用状態管理テーブル１１１から、書き込み先の更新対象ディスクのレコードを特定し、ステータスの設定値を読み込む。ステータスが「退避中」の場合、処理がステップＳ７３に進められ、ステータスが「書き戻し中」の場合、処理がステップＳ７５に進められる。

［ステップＳ７３］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ステップＳ７２で特定したレコードに登録された退避先ディスクに対してデータを書き込む。
［ステップＳ７４］ＲＡＩＤ制御部１２２は、退避データ管理テーブル１１４に新規のレコードを追加する。ＲＡＩＤ制御部１２２は、追加したレコードに対して、退避元アドレスとして、更新対象ディスクに対する書き込み先アドレスを登録し、退避先アドレスとして、ステップＳ７３での退避先ディスクにおける書き込み先アドレスを登録する。

なお、退避データ管理テーブル１１４に、退避元アドレスとして更新対象ディスクに対する同じ書き込み先アドレスが登録されたレコードが存在する場合には、ＲＡＩＤ制御部１２２は、そのレコードにおける退避先アドレスとして、ステップＳ７３での退避先ディスクにおける書き込み先アドレスを上書きして登録する。

［ステップＳ７５］ＲＡＩＤ制御部１２２は、退避データ管理テーブル１１４に、退避元アドレスとして、更新対象ディスクに対するデータの書き込み先アドレスが登録されたレコードが存在するかを判定する。該当レコードが存在する場合、処理がステップＳ７６に進められ、該当レコードが存在しない場合、処理がステップＳ７８に進められる。

［ステップＳ７６］ＲＡＩＤ制御部１２２は、更新対象ディスク（この場合、ファームウェアが更新されたＲＡＩＤデータディスク）に対してデータを書き込む。
［ステップＳ７７］ＲＡＩＤ制御部１２２は、退避データ管理テーブル１１４は、ステップＳ７５で存在が確認されたレコードを退避データ管理テーブル１１４から消去する。

［ステップＳ７８］ＲＡＩＤ制御部１２２は、更新対象ディスク（この場合、ファームウェアが更新されたＲＡＩＤデータディスク）に対してデータを書き込む。
以上の処理により、更新対象ディスクのファームウェア更新処理中、および更新対象ディスクへの書き戻し処理中において、更新対象ディスクに対するデータの書き込みを行うことが可能となる。

図２１は、第１の更新処理中の読み出し処理の手順を示すフローチャートの例である。
［ステップＳ８１］ＲＡＩＤ制御部１２２において、更新対象ディスクが属するＲＡＩＤグループからの読み出し要求に応じて、更新対象ディスクからの読み出しが発生すると、次のステップＳ８２以降の処理が実行される。

［ステップＳ８２］ＲＡＩＤ制御部１２２は、退避データ管理テーブル１１４に、退避元アドレスとして、更新対象ディスクからのデータの読み出し元アドレスが登録されたレコードが存在するかを判定する。該当レコードが存在する場合、処理がステップＳ８３に進められ、該当レコードが存在しない場合、処理がステップＳ８４に進められる。

［ステップＳ８３］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ステップＳ８２で存在が確認されたレコードから、退避先ディスクの識別番号と退避先アドレスを読み込む。ＲＡＩＤ制御部１２２は、退避先ディスクにおける退避先アドレスからデータを読み出す。

［ステップＳ８４］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ディスク利用状態管理テーブル１１１から、読み出し元の更新対象ディスクのレコードを特定し、ステータスの設定値を読み込む。ステータスが「退避中」の場合、処理がステップＳ８５に進められ、ステータスが「書き戻し中」の場合、処理がステップＳ８６に進められる。

［ステップＳ８５］ＲＡＩＤ制御部１２２は、更新対象ディスクが属するＲＡＩＤグループに含まれるＲＡＩＤデータディスクのうち、更新対象ディスクを除く残りのＲＡＩＤデータディスクのデータを用いて、更新対象ディスクから読み出すべき読み出しデータを取得する。例えば、ＲＡＩＤグループのＲＡＩＤレベルが「１＋０」の場合、ＲＡＩＤ制御部１２２は、残りのＲＡＩＤデータディスクのうち、更新対象ディスクのデータがミラーリングされているＲＡＩＤデータディスクから読み出しデータを読み出す。また、例えばＲＡＩＤグループのＲＡＩＤレベルが「５」の場合、ＲＡＩＤ制御部１２２は、残りのＲＡＩＤデータディスクから読み出した分割データおよびパリティを用いて、読み出しデータを復元する。

［ステップＳ８６］ＲＡＩＤ制御部１２２は、更新対象ディスク（この場合、ファームウェアが更新されたＲＡＩＤデータディスク）から読み出しデータを読み出す。
以上の処理により、更新対象ディスクのファームウェア更新処理中、および更新対象ディスクへの書き戻し処理中において、更新対象ディスクからのデータの読み出しを行うことが可能となる。

図２２は、退避先ディスクから更新対象ディスクへの書き戻し処理の手順を示すフローチャートの例である。図２２の処理は、図１９のステップＳ６４の実行に応じて開始される。

［ステップＳ９１］保守制御部１２５は、退避データ管理テーブル１１４からレコードを１つ選択する。
［ステップＳ９２］保守制御部１２５は、選択されたレコードから退避元アドレスと退避先アドレスを読み込む。保守制御部１２５は、退避先ディスクの退避先アドレスからデータを読み出し、更新対象ディスク（この場合、ファームウェアが更新されたＲＡＩＤデータディスク）の退避元アドレスにそのデータをコピーする。

［ステップＳ９３］保守制御部１２５は、選択されたレコードを退避データ管理テーブル１１４から消去する。
［ステップＳ９４］保守制御部１２５は、退避データ管理テーブル１１４に未選択のレコードがあるかを判定する。未選択のレコードがある場合、処理がステップＳ９１に進められ、未選択のレコードが選択される。一方、すべてのレコードが選択済みの場合、処理がステップＳ９５に進められる。

［ステップＳ９５］保守制御部１２５は、ディスク利用状態管理テーブル１１１から、更新対象ディスクに対応するレコードを特定する。保守制御部１２５は、特定されたレコードから、退避先ディスクの識別番号とステータスの設定値（この状態では「書き戻し中」）とを消去する。また、保守制御部１２５は、退避データ管理テーブル１１４を消去する。

次に、図２３は、第２の更新処理の手順を示すフローチャートの例である。この図２３の処理は、図１８のステップＳ５５の処理に対応する。
［ステップＳ１０１］保守制御部１２５は、図１８のステップＳ５２で選択された更新対象ディスクに対する動作状態の監視を抑止するようにシステム監視部１２６に依頼する。これにより、更新対象ディスクに対する動作状態の監視が抑止される。また、保守制御部１２５は、更新対象ディスクに対するＩ／Ｏ処理を抑止するようにディスク制御部１２３に依頼する。これにより、更新対象ディスクに対するＩ／Ｏ処理が抑止される。

［ステップＳ１０２］保守制御部１２５は、更新対象ディスクを、この更新対象ディスクが現在属しているＲＡＩＤグループから切り離す。具体的には、保守制御部１２５は、ディスク利用状態管理テーブル１１１から更新対象ディスクに対応するレコードを特定し、特定されたレコードに登録されたＲＡＩＤグループ番号を消去する。

［ステップＳ１０３］保守制御部１２５は、上記のＲＡＩＤグループに対して割り当てられているスペアディスクを、このＲＡＩＤグループに組み込む。具体的には、保守制御部１２５は、ディスク利用状態管理テーブル１１１からスペアディスクに対応するレコードを特定し、特定されたレコードのＲＡＩＤグループ番号の項目に、組み込み先のＲＡＩＤグループの識別番号を登録する。

そして、保守制御部１２５は、ＲＡＩＤ制御部１２２に対してスペアディスクの組み込みを通知し、組み込まれたスペアディスクに対するデータのリビルド処理の実行を依頼する。これにより、ＲＡＩＤグループに含まれるＲＡＩＤデータディスクのうち、更新対象ディスクを除く残りのＲＡＩＤデータディスクのデータを用いたリビルド処理が、ＲＡＩＤ制御部１２２によって開始される。なお、このリビルド処理については後の図２４において説明する。

［ステップＳ１０４］更新対象ディスクのファームウェア更新が実行される。この処理では、保守制御部１２５は、ディスク制御部１２３を介して更新ファームウェアを更新対象ディスクに転送し、更新対象ディスクのメモリ２０２に書き込む。書き込みが終了すると、ディスク制御部１２３の指示によって更新対象ディスクが再起動され、更新ファームウェアが適用される。以上の処理が完了すると、次のステップＳ１０５の処理が実行される。

［ステップＳ１０５］保守制御部１２５は、スペアディスクをＲＡＩＤグループから切り離す。具体的には、保守制御部１２５は、ディスク利用状態管理テーブル１１１からスペアディスクに対応するレコードを特定し、特定されたレコードからＲＡＩＤグループ番号を消去する。

［ステップＳ１０６］保守制御部１２５は、ファームウェアが更新された更新対象ディスクをＲＡＩＤグループに組み込む。具体的には、保守制御部１２５は、ディスク利用状態管理テーブル１１１から更新対象ディスクに対応するレコードを特定し、特定されたレコードのＲＡＩＤグループ番号の項目に、組み込み先のＲＡＩＤグループの識別番号を登録する。

［ステップＳ１０７］保守制御部１２５は、更新対象ディスクに対する動作状態の監視の抑止を解除するようにシステム監視部１２６に依頼する。これにより、システム監視部１２６による動作状態の監視が再開される。また、保守制御部１２５は、更新対象ディスクに対するＩ／Ｏ処理の抑止を解除するようにディスク制御部１２３に依頼する。これにより、更新対象ディスクに対するＩ／Ｏ処理が可能な状態に復帰する。

図２４は、ＲＡＩＤグループに組み込まれたスペアディスクに対するデータのリビルド処理の手順を示すフローチャートの例である。この図２４の処理は、図２３のステップＳ１０３の実行に応じて開始される。

［ステップＳ１１１］ＲＡＩＤ制御部１２２は、リビルド管理テーブル１１５を作成する。ここでは、リビルド管理テーブル１１５の例として、更新対象ディスクの単位記憶領域ごとのビットを有するビットマップが作成されるものとする。ビットマップの各ビットの初期値は「０」に設定される。

［ステップＳ１１２］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ビットマップにおけるビット値が「０」の単位記憶領域を選択する。
［ステップＳ１１３］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ＲＡＩＤグループに含まれるＲＡＩＤデータディスクのうち、切り離された更新対象ディスクを除く残りのＲＡＩＤデータディスクのデータを利用して、更新対象ディスクのデータを復元し、退避先ディスクへ書き込む。

例えば、ＲＡＩＤグループのＲＡＩＤレベルが「１＋０」の場合、ＲＡＩＤ制御部１２２は、残りのＲＡＩＤデータディスクのうち、更新対象ディスクのデータがミラーリングされているＲＡＩＤデータディスクから、選択された単位記憶領域に格納されているデータを読み出す。ＲＡＩＤ制御部１２２は、読み出したデータを、スペアディスクにおける選択された単位記憶領域に対してそのまま書き込む。

また、例えばＲＡＩＤグループのＲＡＩＤレベルが「５」の場合、ＲＡＩＤ制御部１２２は、残りのＲＡＩＤデータディスクにおける選択された単位記憶領域からデータ（分割データまたはパリティ）を読み出す。ＲＡＩＤ制御部１２２は、読み出したデータを基に、更新対象ディスクにおける選択された単位記憶領域のデータを復元し、復元されたデータを、スペアディスクにおける選択された単位記憶領域に対して書き込む。

［ステップＳ１１４］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ビットマップのビットのうち、ステップＳ１１２で選択された単位記憶領域に対応するビットの値を「１」に更新する。
［ステップＳ１１５］ＲＡＩＤ制御部１２２は、更新対象ディスクにおけるファームウェア更新処理が完了したかを、保守制御部１２５に問い合わせる。ファームウェア更新処理が完了していない場合、処理がステップＳ１１６に進められ、ビット値が「０」の単位記憶領域が選択される。一方、ファームウェア更新処理が完了していた場合、リビルド処理が終了する。

［ステップＳ１１６］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ビットマップの全ビットの値が「１」かを判定する。ビット値が「０」のビットが１つでもある場合、処理がステップＳ１１２に進められ、ビット値が「０」の単位記憶領域が選択される。一方、全ビットの値が「１」の場合、リビルド処理が終了する。

図２５は、スペアディスクから更新対象ディスクへの書き戻し処理の手順を示すフローチャートの例である。この図２５の処理は、図２３のステップＳ１０６の実行に応じて開始される。

［ステップＳ１２１］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ビットマップの各ビットの値を反転する。これにより、図２４の処理によってデータがリビルドされた単位記憶領域に対応するビットの値が「０」となり、それ以外のビットの値が「１」となる。

［ステップＳ１２２］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ビットマップにおけるビット値が「０」の単位記憶領域を選択する。
［ステップＳ１２３］ＲＡＩＤ制御部１２２は、スペアディスクから、選択された単位記憶領域に格納されたデータを読み出し、読み出したデータを、更新対象ディスクにおける選択された単位記憶領域にコピーする。

［ステップＳ１２４］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ビットマップのビットのうち、ステップＳ１２２で選択された単位記憶領域に対応するビットの値を「１」に更新する。
［ステップＳ１２５］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ビットマップの全ビットの値が「１」かを判定する。ビット値が「０」のビットが１つでもある場合、処理がステップＳ１２２に進められ、ビット値が「０」の単位記憶領域が選択される。一方、全ビットの値が「１」の場合、書き戻し処理が終了する。

図２６は、リビルド処理中の書き込み処理の手順を示すフローチャートの例である。
［ステップＳ１３１］ＲＡＩＤ制御部１２２において、更新対象ディスクが属するＲＡＩＤグループに対する書き込み要求に応じて、更新対象ディスクに対する書き込みが発生すると、次のステップＳ１３２以降の処理が実行される。

［ステップＳ１３２］ＲＡＩＤ制御部１２２は、書き込みデータを、ＲＡＩＤグループに組み込まれたスペアディスクに書き込む。
［ステップＳ１３３］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ビットマップのビットのうち、書き込み先の単位記憶領域に対応するビットの値を読み込む。ビット値が「０」の場合、処理がステップＳ１３４に進められる。一方、ビット値が「１」の場合、ステップＳ１３４の処理がスキップされ、書き込み処理が終了する。

［ステップＳ１３４］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ステップＳ１３３でビット値の読み込み対象となったビットの値を「１」に更新する。
なお、図２５の書き戻し処理中にステップＳ１３１のような書き込みが発生した場合、ＲＡＩＤグループに再組み込みされた更新対象ディスクにデータが書き込まれる。またこのとき、書き込み先の単位記憶領域に対応するビットの値が「０」の場合には、このビット値が「１」に更新される。

図２７は、リビルド処理中の読み出し処理の手順を示すフローチャートの例である。
［ステップＳ１４１］ＲＡＩＤ制御部１２２において、更新対象ディスクが属するＲＡＩＤグループからの読み出し要求に応じて、更新対象ディスクからの読み出しが発生すると、次のステップＳ１４２以降の処理が実行される。

［ステップＳ１４２］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ビットマップのビットのうち、読み出し元の単位記憶領域に対応するビットの値を読み込む。ビット値が「１」の場合、処理がステップＳ１４３に進められ、ビット値が「０」の場合、処理がステップＳ１４４に進められる。

［ステップＳ１４３］ＲＡＩＤ制御部１２２は、ＲＡＩＤグループに組み込まれたスペアディスクからデータを読み出す。
［ステップＳ１４４］ＲＡＩＤ制御部１２２は、更新対象ディスクが属するＲＡＩＤグループに含まれるＲＡＩＤデータディスクのうち、更新対象ディスクを除く残りのＲＡＩＤデータディスクのデータを用いて、更新対象ディスクから読み出すべき読み出しデータを取得する。例えば、ＲＡＩＤグループのＲＡＩＤレベルが「１＋０」の場合、ＲＡＩＤ制御部１２２は、残りのＲＡＩＤデータディスクのうち、更新対象ディスクのデータがミラーリングされているＲＡＩＤデータディスクから読み出しデータを読み出す。また、例えばＲＡＩＤグループのＲＡＩＤレベルが「５」の場合、ＲＡＩＤ制御部１２２は、残りのＲＡＩＤデータディスクから読み出した分割データおよびパリティを用いて、読み出しデータを復元する。

なお、図２５の書き戻し処理中にステップＳ１４１のような読み出しが発生した場合、対応するビットの値に応じて次のような処理が実行される。ビット値が「０」の場合、ＲＡＩＤグループから切り離されたスペアディスクからデータが読み出される。ビット値が「１」の場合、ＲＡＩＤグループに再組み込みされた更新対象ディスクからデータが読み出される。

なお、上記の各実施の形態に示した装置（例えば、ストレージ装置１または制御部２、ＣＭ１００ａ，１００ｂ，１００ｃ，１００ｄ、ホスト装置２０ａ，２０ｂ，２０ｃ，・・・）の処理機能は、コンピュータによって実現することができる。その場合、各装置が有すべき機能の処理内容を記述したプログラムが提供され、そのプログラムをコンピュータで実行することにより、上記処理機能がコンピュータ上で実現される。処理内容を記述したプログラムは、コンピュータで読み取り可能な記録媒体に記録しておくことができる。コンピュータで読み取り可能な記録媒体としては、磁気記憶装置、光ディスク、半導体メモリなどがある。磁気記憶装置には、ハードディスク装置（ＨＤＤ）、磁気テープなどがある。光ディスクには、ＣＤ（Compact Disc）、ＤＶＤ（Digital Versatile Disc）、ブルーレイディスク（Blu-ray Disc：ＢＤ、登録商標）などがある。

プログラムを流通させる場合には、例えば、そのプログラムが記録されたＤＶＤ、ＣＤなどの可搬型記録媒体が販売される。また、プログラムをサーバコンピュータの記憶装置に格納しておき、ネットワークを介して、サーバコンピュータから他のコンピュータにそのプログラムを転送することもできる。

プログラムを実行するコンピュータは、例えば、可搬型記録媒体に記録されたプログラムまたはサーバコンピュータから転送されたプログラムを、自己の記憶装置に格納する。そして、コンピュータは、自己の記憶装置からプログラムを読み取り、プログラムにしたがった処理を実行する。なお、コンピュータは、可搬型記録媒体から直接プログラムを読み取り、そのプログラムにしたがった処理を実行することもできる。また、コンピュータは、ネットワークを介して接続されたサーバコンピュータからプログラムが転送されるごとに、逐次、受け取ったプログラムにしたがった処理を実行することもできる。

１ ストレージ装置
２ 制御部
３ａ～３ｅ 記憶装置
４ ＲＡＩＤグループ
５ 管理情報
６ ホスト装置

Claims (4)

1. 複数の記憶装置に対するアクセスを制御する制御部を有するストレージ装置であって、
   前記制御部は、
   前記複数の記憶装置のうち、同一のＲＡＩＤ（Redundant Array of Inexpensive Disks）グループに含まれる２以上の記憶装置の中の第１の記憶装置のファームウェアを更新中に、前記第１の記憶装置に対する第１のデータの書き込みが要求されると、前記複数の記憶装置のうち、前記２以上の記憶装置以外の第２の記憶装置に対して前記第１のデータを書き込むとともに、前記第１の記憶装置における前記第１のデータの書き込み先アドレスを、退避元アドレスとして前記第１のデータに対応付けて管理情報に登録する第１の書き込み処理を実行し、
   前記ファームウェアの更新中に、前記第１の記憶装置からの第２のデータの読み出しが要求されると、前記管理情報を参照し、前記第１の記憶装置における前記第２のデータの読み出し元アドレスが前記管理情報に前記退避元アドレスとして登録されていた場合、前記第２のデータを前記第２の記憶装置から読み出し、前記第２のデータの読み出し元アドレスが前記管理情報に前記退避元アドレスとして登録されていない場合、前記２以上の記憶装置のうち前記第１の記憶装置以外の他の記憶装置に記憶されたデータに基づいて前記第２のデータを取得する第１の読み出し処理を実行する、
   ストレージ装置。
2. 前記制御部は、
   前記ファームウェアの更新開始時において、前記第１の記憶装置に対する直近の単位時間におけるデータ書き込み量と所定の閾値とを比較し、
   前記データ書き込み量が前記閾値以上の場合には、前記第１の記憶装置を前記ＲＡＩＤグループから切り離すとともに、前記複数の記憶装置のうち、前記２以上の記憶装置および前記第２の記憶装置以外の第３の記憶装置を前記ＲＡＩＤグループに組み込んでから、前記ファームウェアの更新を開始し、前記ファームウェアの更新中において、前記第１の記憶装置に記憶されているデータを前記他の記憶装置に記憶されたデータに基づいてリビルドして前記第３の記憶装置に格納し、前記第１の記憶装置に対する第３のデータの書き込みが要求されると、前記第３のデータを前記第３の記憶装置に書き込む第２の書き込み処理を実行し、前記第１の記憶装置からの第４のデータの読み出しが要求されると、前記他の記憶装置に記憶されたデータに基づいて前記読第４のデータを復元する第２の読み出し処理を実行し、
   前記データ書き込み量が前記閾値未満の場合には、前記第２の記憶装置を書き込みが要求されたデータの退避先として設定して、前記ファームウェアの更新を開始し、前記ファームウェアの更新中において、前記第１の記憶装置に対する前記第１のデータの書き込みが要求されると前記第１の書き込み処理を実行し、前記第１の記憶装置からの前記第２のデータの読み出しが要求されると前記第１の読み出し処理を実行する、
   請求項１記載のストレージ装置。
3. 前記制御部は、
   前記ファームウェアの更新が完了すると、前記管理情報に基づいて、前記第２の記憶装置に書き込まれたデータを前記第１の記憶装置に書き戻し、前記管理情報に登録された前記退避元アドレスのうち一の退避元アドレスに対応するデータを前記第１の記憶装置に書き込むと、前記一の退避元アドレスを前記管理情報から消去し、
   前記書き戻しの実行中に前記第１の記憶装置に対する第５のデータの書き込みが要求されると、前記第５のデータを前記第１の記憶装置に書き込み、前記第１の記憶装置における前記第５のデータの書き込み先アドレスが前記管理情報に前記退避元アドレスとして登録されていた場合、前記第５のデータの書き込み先アドレスを示す前記退避元アドレスを前記管理情報から消去し、
   前記書き戻しの実行中に前記第１の記憶装置からの第６のデータの読み出しが要求されると、前記管理情報を参照し、前記第１の記憶装置における前記第６のデータの読み出し元アドレスが前記管理情報に前記退避元アドレスとして登録されていた場合、前記第６のデータを前記第２の記憶装置から読み出し、前記第６のデータの読み出し元アドレスが前記管理情報に前記退避元アドレスとして登録されていない場合、前記第６のデータを前記第１の記憶装置から読み出す、
   請求項１記載のストレージ装置。
4. 複数の記憶装置に対するアクセスを制御するコンピュータにおける制御方法であって、
   前記コンピュータが、
   前記複数の記憶装置のうち、同一のＲＡＩＤグループに含まれる２以上の記憶装置の中の第１の記憶装置のファームウェアを更新中に、前記第１の記憶装置に対する第１のデータの書き込みが要求されると、前記複数の記憶装置のうち、前記２以上の記憶装置以外の第２の記憶装置に対して前記第１のデータを書き込むとともに、前記第１の記憶装置における前記第１のデータの書き込み先アドレスを、退避元アドレスとして前記第１のデータに対応付けて管理情報に登録する第１の書き込み処理を実行し、
   前記ファームウェアの更新中に、前記第１の記憶装置からの第２のデータの読み出しが要求されると、前記管理情報を参照し、前記第１の記憶装置における前記第２のデータの読み出し元アドレスが前記管理情報に前記退避元アドレスとして登録されていた場合、前記第２のデータを前記第２の記憶装置から読み出し、前記第２のデータの読み出し元アドレスが前記管理情報に前記退避元アドレスとして登録されていない場合、前記２以上の記憶装置のうち前記第１の記憶装置以外の他の記憶装置に記憶されたデータに基づいて前記第２のデータを取得する第１の読み出し処理を実行する、
   制御方法。

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