JP2702308B2 - ディスク記憶装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】ディスク記憶装置は、コンピュー
タで使用する大量のデータ及びプログラムの情報を記憶
する問題に対する好ましい手法である。ディスク記憶装
置は、３０年以上前に登場して以来、より大きな記憶容
量、より短いアクチュエータ・アクセス時間、より短い
回転待ち時間、及び信頼性を高めるためのディスク故障
からの回復を提供するために継続的に改良されてきた。
これは、このような装置の占める空間及び消費電力を減
らしながら達成されてきた。

【０００２】

【従来の技術】ディスク記憶装置の性能の向上は、デー
タ処理システムの他の面の改良に追いつけなかった。最
近では、アクセス時間は１／２または１／３に低下し、
データ伝送速度は２倍に向上したが、データ処理装置と
ディスク記憶システムの性能のギャップはますます拡大
してきている。これは、大部分は、機械的構成部分をよ
り高速度で移動させるにはより大きなエネルギー量が必
要であるという物理的法則の存在によるものである。

【０００３】ディスク記憶システムの全体的性能は、典
型的なデータ量、たとえば１６キロバイト（ＫＢ）のデ
ータを取り出すのに必要な時間の量によって特徴づける
ことができる。最近５年間で、この時間は１／３に低下
したが、同じ期間に、システムの半導体部品の性能は１
０倍に向上した。この不均衡は、改善する兆しがなく、
悪化し続けそうである。

【０００４】多数の端末にサービスするために通常使用
される中規模データ処理システムに関して性能を見る
と、時間の約６０％は記憶サブシステムによって消費さ
れている。通常、１回の各ユーザ・トランザクション
は、約２０回のディスク動作を必要とし、各ディスク動
作で約４ＫＢのデータが転送される。このタイプのシス
テムは、端末操作員への応答時間が１−２秒である。こ
の応答時間は、通常にみられる実際の値であるが、通常
の端末動作員にとってこの値は理想的ではない。

【０００５】この応答時間は、記憶サブシステムの性能
によって大きく制限され、半導体装置とディスク記憶シ
ステムの間の性能ギャップが拡大し続けるにつれてます
ますそうなる。将来のアプリケーションがますます複雑
になり、より多くのデータの転送が必要となると思われ
るため、この問題の深刻さがさらに増す。ユーザ・トラ
ンザクション当たりのディスク動作回数は、２０回から
４０回に上昇すると予想され、平均データ転送速度は４
ＫＢから２０ＫＢに増加すると思われる。

【０００６】データ処理システムが日常のビジネス及び
個人生活のより不可欠な部分になりつつあるため、この
問題はさらに複雑になっている。したがって、ユーザが
修理のために熟練したサービス担当者を１日程度待つこ
とは、もはや便利でもなく、可能でもない。大抵の場
合、システムは、数分あるいはせいぜい１−２時間のう
ちにサービスできるように復旧しなければならない。そ
うしなければ、貴重なビジネスの機会が失われる。これ
は、故障した装置の障害追求及び修理または交換がユー
ザ自身によって行なわれるようになることを意味する。

【０００７】ディスク記憶装置の回転待ち時間、サイ
ズ、電力消費量、データ伝送速度、ビット密度、トラッ
ク密度、保守容易性、及び信頼性という設計上の問題に
対する各種の手法がこれまでに用いられてきた。米国特
許第３８７６９７８号は、複数の装置をもつ記憶システ
ムを記述している。複数の装置の１つは、パリティ・ビ
ットを記憶するのに利用される。このパリティ・ビット
は、対応するビット位置にある当該の各データ用の装置
に基づくものである。上記特許の記述によれば、この記
憶システムは、１つのカートリッジを使って、他のすべ
てのカートリッジ内の対応するビットの比較から生ずる
パリティ・ビットを表すという、テープ・カートリッジ
・システムに関する。一つのカートリッジが失われた場
合にそのデータを再生するため、すべてのデータ・カー
トリッジからすべてのビットを読み出し、パリティ・カ
ートリッジ内の対応するビットの結果を組み合わせて比
較し、適正なパリティを生ずるようにしてデータを再生
することができる。上記特許で採用された手法は、アク
セス機構が１個しかない場合であるが、多重ディスク・
ドライブ・システムに使用するのに好適である。ディス
ク・ドライブ・システムでは、失われたデータを再生す
るとともに、記憶システムから読み出されたすべてのデ
ータの妥当性のオンライン検査を実行することが望まし
い。上記特許に記述された記憶システムを使用しても、
ディスク記憶システムから読み出されたデータのオンラ
イン検査に関して満足な性能は得られない。

【０００８】米国特許第４０３６６５９号は、ディスク
・ドライブ・システム用のプログラム式制御装置を示し
ている。複数のディスク・ドライブの間でデータを分散
することについて長々と詳しく記述されているが、超高
速の回転速度で動作する例外的に小さいディスクを使用
することは示唆されていない。

【０００９】米国特許第４５７７２４０号に記述された
ビデオ記録システムは、別々のアクチュエータを使って
エラー訂正またはディスク・トラブルからの回復の問題
を記録するディスク記憶システムに関する。その代わ
り、他の方法ではエラーを生ずるはずの欠陥を含むトラ
ックは、単純にスキップされる。実際のデータ処理の場
では、こうすると、データ容量が容認できないほど失わ
れるはずである。というのは、単一ビット・エラーが１
トラック全体の損失をもたらすからである。これは、デ
ータ記憶の問題に適用するとき、容認できないトレード
オフである。上記特許はまた、複数のドライブ・スピン
ドルの使用を示唆しておらず、そのかわりに別々のアク
チュエータを使用している。この手法は、故障した装置
の簡単な交換には役立たない。というのは、２つのアク
チュエータ、したがって２つのデータ・グループが関与
するからである。

【００１０】１台のディスク記憶システムに複数のスピ
ンドルを使用することは、米国特許第４５８３１３３号
で示唆されている。しかし、このシステムでは、一度に
ただ１つのドライブが使用されるだけである。データを
すべての装置の間に同時に配分し記録することができる
との教示はない。ハード・ディスクではなく可撓性媒体
の使用が意図されており、回転速度が可撓性媒体では通
常の低速度ではないとの言及はない。

【００１１】米国特許第４７２４４９５号の教示は、連
続したビデオ・フィールドをディスク記憶スタックの異
なるゾーン上に記録する、別々の２つのアクチュエータ
を使用したビデオ記録システムを対象とする。別々のス
ピンドルが使用され、データが複数のスピンドル上に同
時に記録されるとの示唆はない。このシステムは、トラ
ック内の欠陥を、そのトラック全体を単にスキップする
ことによって処理する。これは、上記の米国特許第４５
７７２４０号に示された手法に類似している。上記特許
は、複数の小型ディスクが、データがすべてのディスク
に並列に分散されている１つのシステム内で組み合わさ
れることを示唆していない。

【００１２】このような装置は魅力的な特徴をもつにも
かかわらず、まだ克服されていないいくつかの本質的な
制限がある。たとえば、データが円形トラックに沿って
直列に配列されるため、所望のデータがデータ・トラン
スジューサの下を通過するまで待つ必要がある。単純な
統計的観点からみると、所望のデータがトランスジュー
サに到達するのに必要な平均時間は、ディスクが１／２
回転するのに要する時間である。セクタを１つのトラッ
クから別のトラックへスキューすることによって、この
単純な統計的平均待ち時間をやや改善することが可能で
ある。こうすると、トランスジューサは、トラック・ア
クセス後にこれ以外の方法の場合より多少早くトラック
の読出しを始めることができる。データがトランスジュ
ーサの下にくるまでの待ち時間は、回転待ち時間と呼ば
れる。

【００１３】トラックからトラックへのアクセス中にヘ
ッドアーム・アセンブリを機械的に移動させるのに必要
な時間は、より高速のアクチュエータを使用して大幅に
短縮されてきたが、回転待ち時間はほとんど改良されて
いない。これは、ディスク・ドライブの仕様を調べると
容易に理解される。いわゆる「ハード」ドライブ、すな
わち剛体基板を利用した駆動機構は、必ず３６００ｒｐ
ｍで回転する。回転待ち時間は、回転速度に反比例する
ので、回転速度を増加させない限り大幅な改良は不可能
である。

【００１４】スピンドル駆動モータをスピードアップ
し、それによって回転待ち時間を短縮することは、簡単
なことのように思われるが、より高い回転速度のディス
ク・ドライブがないことから明らかなように、そう簡単
ではない。明白な解決には役立たないが、問題のいくつ
かは明かである。たとえば、ヘッドの空気力学的制御を
行なってヘッドとディスクの間隔を２０−６３．５ｍμ
の範囲に維持する、いわゆる「ウィンチェスタ」技術
は、毎秒１．５−２．５ｍの速度で移動する空気の薄い
膜の存在を利用している。３６００ｒｐｍで回転する、
直径が約８９ｍｍ−２０３ｍｍ（３．５−８インチ）以
上のディスクでは、この速度要件は容易に満たされ、空
気力学的パッケージ内に配置されたトランスジューサで
ある「スライダ」を、これらのパラメータを満たして動
作するように設計することができる。

【００１５】回転待ち時間は回転速度に直接的に関係
し、回転速度を増加させると回転待ち時間の短縮で直接
の利益が得られることは以前から認識されてきた。それ
にもかかわらず、ほぼすべてのハード・ディスク駆動シ
ステムの回転速度は、３０００−３６００ｒｐｍの範囲
にとどまっている。

【００１６】これは、たとえば回転待ち時間を相当に改
善するために回転速度を３倍にして約１０，０００ｒｐ
ｍにすると、既存のスライダ技術が全く使えなくなるこ
とによって少なくとも部分的に説明される。そのように
すると、増加したディスク速度から生ずる従来とは異な
った空気力学的状況に対処するために、コストのかかる
スライダの再設計が必要となる。

【００１７】空気力学の問題は、予測可能であり、十分
な工学的努力によっておそらく解決できるはずである
が、他の問題についてはそうはいかない。適切な事前措
置が講じられていない場合、ヘッドとディスクの偶然の
接触が、装置が寿命に達する前に、故障を生じ得ること
が認識されてきた。ディスクの回転開始及び停止時に、
トランスジューサを、データが保存されない「着陸」ゾ
ーン上方で位置決めする機構を設計することは可能であ
る。こうすると、データが記憶されるディスク表面の摩
耗及び潜在的な損傷の一部分がなくなる。それでもな
お、通常のデータ読出し及び書込み中にトランスジュー
サとディスクの不測の接触が起こる可能性がある。した
がって、トランスジューサを着陸ゾーンに位置決めする
ための特別の機構のコストが経済的に引き合う場合で
も、ディスク表面に何らかの形の保護機構を設けること
が望ましい。通常、この保護は、ディスク上の記録媒体
の表面に塗布される潤滑剤の形をとる。

【００１８】適当な潤滑剤の開発は困難であった。必要
な潤滑特性の点から、二三のクラスの潤滑剤を除いてす
べての潤滑剤が除外される。さらに、潤滑剤は、通常の
ビジネス環境または家庭環境で見られる汚染物質と干渉
すると、通常のヘッドとディスクの間の間隔の実質的部
分に取り付く分子、結晶、またはアモルファス構造物を
形成するが、このような物理的構造物を形成する汚染物
質と相互作用してはならない。ヘッドがこのような構造
物と接触すると、「ヘッド・クラッシュ」を起こして、
ディスク表面の損傷及びデータの損失をもたらす可能性
がある。潤滑剤は、潤滑作用及び化学的性質の点から満
足のいくものでなければならないだけでなく、ディスク
表面に付着し、回転によって飛び散らない物理的特性も
もたなければならない。望ましい化学的特性及び潤滑特
性を有するいくつかの潤滑剤は、遠心力の結果ディスク
の周辺へ移行する傾向があることが判明している。この
障害は、長期間使用後に始めて出現するので、満足のい
く性能をもつかどうか潤滑剤を評価し試験するのは困難
である。３，６００ｒｐｍの回転速度で満足なディスク
寿命をもたらす働きをする潤滑剤であっても、より高い
回転速度で許容できるかどうかを確認するために少くと
も長時間の寿命試験が必要となる。このような試験の結
果、おそらく既存の潤滑剤はずっと高速の回転速度での
使用には満足でないことが示されるはずである。

【００１９】したがって、回転速度が３，６００ｒｐｍ
に固定され続けたことは理解できる。というのは、より
高い回転速度から生じる予見できる問題及び予測不可能
な結果が、開発投資の実質的な抑止力になっているから
である。

【００２０】より高い回転速度を試みた場合、ドライブ
内で発散される熱が問題になることが予想される。より
高い回転速度でディスクを回転させる場合、必要な電力
量が増加するので、必然的にスピンドル駆動モータがよ
り大型になり、それに伴う電力損が増大する。これは、
電力損の増大がきわめて小さな容積内で生じ、熱の放散
が一層困難になることを認識すれば、小さな問題ではな
い。また風損が増大し、やはり装置内で発生する熱を増
加させることが予想できる。

【００２１】占有空間は常に考慮すべき問題なので、よ
り大型のドライブ・モータはより高い回転速度の使用に
対するかなりの抑止力になる。ディスク・ドライブがす
でに使用可能な空間及び電力のかなりの部分を占めてい
る、いわゆるパーソナル・コンピュータの場合には特に
そうである。パーソナル・コンピュータがますます小型
化する傾向のもとでは、既存のディスク・ドライブより
大きな空間を占めるディスク・ドライブは受け入れられ
ない。さらに、より高い回転速度の装置のヒート・シン
クのための空間が余分に必要になると思われる。

【００２２】たとえ、回転速度を増加させて回転待ち時
間を改善することができたとしても、このような開発に
は必然的にアクチュエータ・アクセス時間を改善する努
力が必要となり、やはり装置内で消費される電力を増加
させる傾向にある。

【００２３】従来技術は、回転待ち時間を改善する努力
とディスク・ドライブに対する他の要件との間に矛盾が
存在するという十分な証拠を示している。回転待ち時間
を改善した装置の電力とサイズが増大することは、装置
をより小型化し、電力消費量を減らし、動作温度をより
低くするという要件と矛盾する。とりわけ、装置の信頼
性を高め価格を下げることが本質的な要件である。

【００２４】従来技術ではうまく対処されなかった別の
問題は、欠陥ディスク・ドライブの修理または交換に関
するものである。この作業には、従来、平均的なパーソ
ナル・コンピュータ・ユーザの熟練を超える高度の熟練
が必要であった。ハード・ディスク・ドライブの修理
は、記憶されるデータの性質の故に、精巧度のより低い
フレキシブル・ディスク・ドライブよりもクリティカル
である。通常、ハード・ディスクは、システムで使用さ
れるすべてのアプリケーション・プログラムを格納し、
大量のデータを含むこともある。ハード・ドライブ上の
情報はクリティカルなので、ハード・ディスク上のデー
タをフレキシブル・ディスクまたはテープ型装置上に複
製する、「バックアップ」動作を定期的に実行するのが
習慣となっている。ハード・ディスクが損傷を受けた場
合、またはそれ以外の原因で動作不能になった場合に、
フレキシブル・ディスクまたはテープを使ってデータを
回復することができる。

【００２５】ディスク・ドライブは、誤ったデータに関
するエラー訂正が実行できるように設計されているが、
このようなエラー訂正能力は、習慣的にきわめて制限さ
れており、小さな規模のヘッド・クラッシュから生ずる
大きなデータ・ブロックの損失は処理できない。

【００２６】バックアップ動作は実行が面倒であり、バ
ックアップが必要なことは、ハード・ディスク・ドライ
ブが故障するまでしばしば無視される。故障したときは
手遅れで、データは回復できない。ディスク・ドライブ
の交換は、しばしば複雑な作業であり、ディスク・ドラ
イブの取り外しと交換の機械的側面、ならびにディスク
をフォーマットし、まだ使用できる情報を再ロードする
ためのソフトウェア知識において、かなりの専門知識が
必要となる。

【００２７】従来技術のディスク記憶システムに伴う別
の問題は、ディスク基板に使用される材料に関するもの
である。アルミニウムが、この技術の出現以降ほぼずっ
と選択されてきた材料である。アルミニウムは、軽量、
優れた加工性、及び強度という利点を提供する。以前の
値の磁気媒体の厚さ及びヘッド飛行高さでは、アルミニ
ウム基板は、費用はかかるが通常の機械加工技術を使用
して適切な仕上げにすることができる。しかしながら、
最先端の加工装置を使用しても、アルミニウム基板の表
面仕上げは、ビット密度及びトラック密度を向上させる
のに必要な薄い媒体コーティングに対する許容差を超え
る欠陥を含む。

【００２８】エラーのないディスクを提供するには、表
面仕上げが完全でなければならない。ディスクを磁気媒
体でコートしてから、その表面をきわめて微細な表面に
仕上げることができる。こうすると、ヘッド・クラッシ
ュに伴う問題の深刻さは軽減されるが、基板内に微細な
突起またはピットが存在すると、たとえ媒体の表面がほ
ぼ完全であっても、突起領域内でのビット抜け、及びピ
ット領域内でのビット拡散を生ずる。アルミニウム基板
の表面を仕上げるための最先端の技法は、材料の理論的
限界に近づいている。純粋なアルミニウムを使用する
と、不純物、及びアルミニウム合金に良くみられる包有
物を含まないので、良好な仕上げを行なえる可能性が高
くなる。残念ながら、純粋アルミニウムはきわめて軟ら
かく、加工性には乏しいので、得られる表面の品質が制
限される。基板に使用するために他の材料も評価した。
ガラスと半導体用シリコンが使用されてきた。どちらの
材料もアルミニウムよりもずっと良好な表面仕上げを行
なえる可能性がある。セラミック基板も使用できる。し
かしながら、これらの代替物は、アルミニウムよりも脆
い。この特徴のために、これらの材料の広範囲の使用が
妨げられてきた。素人による頻繁な移動に耐えられるよ
うに比較的頑丈にしなければならないパーソナル・コン
ピュータで使用されるタイプのドライブでは特にそうで
あった。さらに、セラミックス、ガラス、及び半導体シ
リコンの機械的強度は、現在の回転速度で動作の衝撃及
び応力に耐えるには十分であるが、回転速度がずっと高
くなったときには疑わしい。

【００２９】トランスジューサを所望のトラックの上方
で位置決めするアクチュエータの性能が絶えず改善され
て、アクセス時間がより速くなってきたが、この性能の
向上は主として電力消費量の増加という犠牲を払って達
成された。これは、電源の容量の増大、バッテリ駆動シ
ステムの動作時間の短縮、及びドライブ内で発生する熱
の増加の点で、コンピュータ・システム全体にとって問
題を生ずる。

【００３０】高性能ディスク・ドライブを使用する大型
システムの性能は、各アクチュエータからアクセスでき
る膨大な量のデータによって課せられる制約に達するこ
とが判明している。このような各ドライブ上のデータへ
のアクセスは必ずしも逐次的には進まないので、データ
の検査に伴う遅延が避けられない。この制限は、各アク
チュエータの下に置くデータを減らすことによって避け
ることができるが、各アクチュエータ及びそのディスク
・ドライブ・システムの関連部品が高価なので、このよ
うな手法は経済的に実用的でない。言いかえると、高価
なアクチュエータは大量のデータと組み合わせなけれ
ば、それを利用する意味がない。高速アクチュエータで
比較的少量のデータにアクセスするという目標は、これ
まで商業的環境では実現不可能であった。

【００３１】さらに、各アクチュエータの下に置くデー
タを減らすことの利点は認識されてきたが、この問題に
対する従来の手法は、追加のアクチュエータの存在によ
り信頼性が失われるという問題があった。

【００３２】要約すると、既存の装置より回転待ち時間
を改善し、より小型で、より小さな電力を使用するディ
スク・ドライブ・システムを実現することが望まれる。
この装置は、既存ディスク・ドライブ技術をできるだけ
多く利用して既存の潤滑剤及びスライダ技術を使用でき
るようにするのが理想である。これらの改良は、アクチ
ュエータ性能の向上を伴い、その結果回転待ち時間の短
縮を伴うのが理想である。これらのことをすべて、信頼
性を低下させずに達成しなければならない。このシステ
ムは、顧客が、複雑なツール、平均的なユーザの能力を
越える特別の機械的熟練またはプログラミング能力を使
用せずに、ディスク記憶システムの欠陥部分を交換でき
るようにすることが好ましい。

【００３３】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、単一
ドライブ・システムよりも信頼性の高い多重ドライブ式
ディスク記憶システムを提供することである。

【００３４】本発明の別の目的は、多重ドライブ式ディ
スク記憶システムを電力遮断する必要なく、かつデータ
の損失なく、個々のドライブを接続及び切断できる、多
重ドライブ式ディスク記憶システムを提供することであ
る。

【００３５】本発明の別の目的は、４つのドライブをも
ち、そのうちの１つのドライブが故障してもデータの損
失を起こさない、または実質的に性能を損なわない、デ
ィスク記憶システムを提供することである。

【００３６】本発明の別の目的は、データの並列検索に
よってデータがより高速で検索できるように、高速、低
コストのアクチュエータを使用して比較的より少量のデ
ータにアクセスすることのできる、ディスク記憶システ
ムを提供することである。

【００３７】本発明の別の目的は、アクチュエータ速度
の損失またはシステム信頼性の低下を起こさずに、各ア
クチュエータによってアクセスできるデータの量を減ら
す、ディスク記憶システムを提供することである。

【００３８】

【課題を解決するための手段】Ｎ個のドライブのうち、
第１ないし第Ｎ−１番目のドライブにデータを記憶さ
せ、第Ｎ番目のドライブにパリティ情報を記憶させたハ
ード・ディスク記憶システムが提供されるので、１つの
ドライブに故障があったり遮断されたりしてもデータが
失われない。また、例えば、標準的な１１３ｍｍ（５．
２５インチ）のディスク・ドライブに通常必要な空間内
にＮ台、例えば４台のユニットを装着することができ
る。４台のユニットが使用できるので、各ドライブ上
に、情報の各バイトの一部分、ならびに４台のドライブ
のうち任意の３台からデータが再生できるのに十分なエ
ラー訂正情報を割り当て、記憶することができる。こう
して、各アクチュエータの下のデータ量がより少ないと
いう利点が、通常なら複数ドライブの使用から生ずるは
ずのトラブルの頻発なしに、保持される。

【００３９】

【実施例】本発明は、従来技術と著しく異なる機能構成
を含む。図１において、ディスク記憶システム１の機能
構成は、アレイ／クラスタ制御装置５、及び複数の記憶
機構アレイ７、８、９を含む。前記の各アレイは、４つ
の分離したディスク・ファイル、たとえば７ａ、７ｂ、
７ｃ、７ｄを含むことが好ましい。各アレイ内の別々の
ディスク・ファイルの実際の数は、４より大きくてもよ
いが、前述したようにハーフ・ハイト（８２ｍｍ）の
５．２５インチ・ディスク・ドライブに対する既存のパ
ーソナル・コンピュータ形状因子との幾何的整合性の理
由から４が好ましい数である。本発明の構成では、アレ
イは、直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）サブシステム
設計である。この設計は、追加の機械的部品をもつより
複雑な設計から通常予想されるものとは違って、データ
の記憶と取出しがより高速かつ高い信頼性で行なわれる
ような方式で、データをシステムの構成要素の間に分散
する。

【００４０】データは、データ・バス６によって中央演
算処理装置３に接続されているアレイ／クラスタ制御装
置５の監督下で、ディスク記憶サブシステム１とデータ
処理システム２の間で受け渡しされる。制御装置５は、
データ処理システム２のランダム・アクセス・メモリ４
に記憶したデータの形式を、アレイにデータを記憶する
際に使用する形式に変換する働きをする。制御装置５
は、データのパーセルを３つの単位＋パリティ単位にセ
グメント化し、制御線２０上の信号によって選択された
アレイのＤＡＳＤ １、２、３、４上に記憶するため
に、得られた４つの単位を、データ線２１ａ、２１ｂ、
２１ｃ、２１ｄを介して転送する働きをする。

【００４１】図２は、データ形式が、データ処理システ
ム２内で使用される形式から、本発明のディスク記憶シ
ステムの形式に変換される様式を示す。データ処理シス
テム２のランダム・アクセス・メモリ４に記憶されたデ
ータは、通常、各５２２バイトのパーセル圧縮データ・
ブロック１００、１０１ないし１０ｎに配列される。ア
レイ／クラスタ制御装置５は、図２に示したように動作
して、各データ・ブロックを各１７４バイトの３つの区
画１００−１、１００−２、１００−３に分割する。区
画１００−１、１００−２、１００−３の各々の第１バ
イトは、バッファ１０１−１、１０１−２、１０１−３
のうち対応する１つに置かれる。これらのバッファか
ら、対応するデータ単位は、逐次、線１０３−１、１０
３−２、１０３−３を介して対応するバッファ及びエラ
ー訂正コード（ＥＣＣ）生成機構１０５−１、１０５−
２、１０５−３に同時に供給される。データ・バッファ
１０１−１、１０１−２、１０１−３からの３つのデー
タ単位は、線１０４−１、１０４−２、１０４−３を介
してパリティ生成機構ブロック１１０に供給され、バッ
ファ及びＥＣＣ生成機構１０５−４につながる線１０３
−４上に適当なパリティ単位を発生する。

【００４２】線１０６−１、１０６−２、１０６−３、
１０６−４上で得られる４つのデータ単位は、単一のデ
ータ・ブロックから最初に読み出され３つの部分＋１つ
のパリティ・ビット部分に変換されたデータ・ブロック
を表す。これら４つのデータ単位は、４つのＤＡＳＤ装
置１００ａ、１００ｂ、１００ｃ、１００ｄの同じ論理
アドレスに記録される。各単位は、異なるディスク・ド
ライブに記録されるが、並列（同時）に記録される。デ
ータ・ブロック１００の転送が完了すると、そのデータ
・ブロックの第１の単位１００−１はＤＡＳＤ １００
ａに記録され、第２の単位１００−２はＤＡＳＤ １０
０ｂに記録され、第３の単位１００−３はＤＡＳＤ １
００ｃに記録され、データ・ブロック１００のパリティ
単位はＤＡＳＤ １００ｄに記録される。

【００４３】記録されるデータは、通常、５２２バイト
・ブロックで制御装置５に転送される。５２２バイトの
データ・ブロックの３つの１７４バイト・データ区画へ
の変換は、そのデータ・ブロックの各区画を論理ＦＩＦ
Ｏバッファに読み込むことによって実行することが好ま
しい。このＦＩＦＯバッファは、バッファ１０１−１、
１０１−２、１０１−３でよい。

【００４４】欠陥のあるまたは動作しないＤＡＳＤ上で
失われたデータを再生する技法が、図３に示されてい
る。この図では、データ区画１００−３を含むＤＡＳＤ
１００ｃが、何らかの形で故障して、それに含まれる
データが利用不可能になったと仮定する。これは、図３
で、バッファ及びＥＣＣ生成機構１０５−３からデータ
・バッファ１０１−３につながる線１０３−３上のＸに
よって図示されている。ＤＡＳＤの故障を検出するため
の手段については、後で論じる。ＤＡＳＤ読出し障害が
検出されると、システムは図３の配置を取るように再構
成される。図３の配置は、図２のそれと本質的に同じで
あるが、データの流れの方向が逆である。各データ単位
がＤＡＳＤ １００ａ、１００ｂ、及び１００ｄから利
用可能になると、バッファ及びＥＣＣ生成機構１０５−
１、１０５−２、１０５−４によって、元のデータ形式
に変換される。ＤＡＳＤ １００ｃからのデータ単位は
入手できない。線１０３−１、１０３−２、１０３−４
上の信号が、パリティ・生成機構１１０に供給され、そ
こで失われたデータ単位が再構築されて、線１０３−３
ａを介してデータ・バッファ１０１−３に供給される。
線１０３−３ａは、ＤＡＳＤ １００ｃが故障したこと
をシステムが認識した後で、そのシステムによって行な
われた接続を表す。破線１０３−２ａ及び１０３−１ａ
は、それぞれＤＡＳＤ １００ｂまたは１００ｃが故障
した場合に行なわれる接続を表す。

【００４５】好ましい実施例では、データ区画、パリテ
ィ単位、及びエラー訂正コードを発生するタスク専用の
ハードウェアとソフトウェアの組み合わせを利用する
が、これらの同じ機能を、適当なプログラムの制御下で
動作するマイクロプロセッサ、または完全に専用のハー
ドウェアによって実行することもできる。ほとんどの場
合、最適の構成は、専用ハードウェアならびにソフトウ
ェアを含むものである。具体的な実施例は、データ転送
速度とマイクロプロセッサの速度の関係、代替各手法の
相対的コスト、及びその他の設計上のトレードオフなど
の因子に応じて変わる。

【００４６】本発明の好ましい実施例では、５２２バイ
ト・ブロックを３つの１７４バイト・データ単位区画に
変換することを企図していることを理解されたい。これ
らの区画は、次に４つの別々のディスク・ドライブにパ
リティ区画とともに並列に記録される。これが最適の配
置であると考えられるが、他の構成を使用してもよい。
たとえば５２２バイト・ブロックを３つの区画に変換す
る代わりに、各バイトを３つの部分に変換し、または５
２２バイトより大きいまたは小さいブロックを使用する
ことも可能である。これらの、またはその他の修正を加
える場合、バッファにも修正を加えるのが適切である。
最適サイズから外れると、バッファとディスク・ドライ
ブの間のデータの転送が最適より悪くなる結果、性能が
低下することがある。他の構成としては、４つより多
い、または少ない数のディスク・ドライブを使用するこ
とがある。ただし、４という最適のドライブ数から外れ
ると、ハーフ・ハイトのフレキシブル・ディスク・ドラ
イブに対する工業標準との物理的整合性の利点が失われ
て、最適な４ドライブ構成よりも信頼性が低下すること
がある。

【００４７】図１に戻ると、アレイ／クラスタ制御装置
５は、システム内の各ＤＡＳＤに関する状況情報を維持
するという追加の機能をもつ。この機能は、プログラム
制御下で動作するマイクロプロセッサによって通常の方
法で実行することが好ましい。状況情報は、「ＤＡＳＤ
リスト」、「性能低下ＤＡＳＤリスト」、及び「ＤＡＳ
Ｄ再構築リスト」という３つのデータ・セット内に維持
される。ＤＡＳＤリストは、システム内のすべてのＤＡ
ＳＤに関するすべてのバイタル（重要）プロダクト・デ
ータを含み、クラスタ内のＤＡＳＤの位置、すなわちＭ
行×Ｎ列に編成される。バイタル・プロダクト・データ
とは、元々ＤＡＳＤ内に含まれ、アレイ／クラスタ制御
装置５によってそのＤＡＳＤから取り出される情報であ
る。このような情報は、通常、そのＤＡＳＤの製造連番
号、技術変更の数または技術変更レベルあるいはその両
方を含む。この情報は、電力投入時及びその他の非常時
に、システム内のすべてのＤＡＳＤをポーリングするこ
とにより制御装置によって読み出される。この手順によ
って、故障して交換されたドライブに関するバイタル・
プロダクト・データが、新しいＤＡＳＤを反映するよう
に確実に改訂される。新しいドライブの検出は、単に、
各ドライブから読み出されたバイタル・プロダクト・デ
ータを、システム内に以前に存在した（ＤＡＳＤの最後
のポーリングによって発生された）バイタル・プロダク
ト・データと比較することによって実行できる。あるＤ
ＡＳＤがアレイ／クラスタ制御装置５から出されたポー
リングに応答しない場合、そのＤＡＳＤに、破壊または
動作不能のフラグが付けられる。変更されたことが検出
されたドライブは、そのドライブに割り振られたデータ
が再構築されるようにフラグ付けされる。故障したＤＡ
ＳＤ上に以前に含まれていたデータを再構築するための
手順については、先に言及したが、後でより詳細に説明
する。

【００４８】性能低下ＤＡＳＤリストは、ＤＡＳＤが故
障したが、故障した装置を直ちに交換したくないときに
使用する。すでに述べたように、ＤＡＳＤが故障して
も、システムが完全に動作不能になるのではない。すな
わち、故障したＤＡＳＤに含まれていたデータは、図３
に関して説明したように再生することができる。故障し
たＤＡＳＤに含まれていたデータの再生は、欠陥装置の
代りに使用される新しいＤＡＳＤ上にそのデータを再書
き込みするために行なうこともでき、また再生されたデ
ータを、あたかも故障したＤＡＳＤから直接来たかのよ
うに、データ処理システム２が使用することもできる。
エラー回復ルーチン後にあるＤＡＳＤがバイタル・プロ
ダクト・データ読出しコマンドまたは書込みコマンドを
完了しない場合、そのアレイ内のその特定のＤＡＳＤに
性能低下のフラグが付けられる。データ処理システム
は、性能が低下した装置に読出しコマンド及び書込みコ
マンドを出したとき、性能低下ＤＡＳＤリストを利用し
て、通常エラー回復ルーチンを阻止することができる。
このような状況では、図３のデータ回復技法によって、
データ処理システムは、転送されたすべてのデータにつ
いてエラー回復機能を実行するという負担を課されず
に、引き続き機能することができる。もちろん、この能
力に対して対価を支払わなければならない。すなわち、
同じアレイ内の別のＤＡＳＤが故障すると、そのシステ
ムの動作が継続できないという状況が生ずる。故障した
ＤＡＳＤをもつシステムの動作は限られた時間しか続け
ず、故障したＤＡＳＤをできるだけ早く交換することが
望ましい。

【００４９】アレイ／クラスタ制御装置５は、故障した
ＤＡＳＤが動作可能な装置と交換されたことをバイタル
・プロダクト・データから認識すると、故障したＤＡＳ
Ｄを性能低下ＤＡＳＤリストから削除し、新しいＤＡＳ
ＤをＤＡＳＤ再構築リスト上に置く。このＤＡＳＤ再構
築リストは、そのアレイ内の以前に故障した位置に割り
当てられていたデータが再生されることを必要とする個
々のＤＡＳＤの記録である。ＤＡＳＤ再構築リストは、
故障したＤＡＳＤの識別に加えて、データが復元された
ＤＡＳＤ内のセクタの数をも含んでいる。セクタ情報を
含むリストの使用によって、システムは、データをバッ
クグラウンド・モードで再生することができ、それによ
って、中央演算処理装置３による通常コマンドの実行が
可能になり、データ処理システム２の動作に対する影響
を最小にすることができる。

【００５０】アレイ／クラスタ制御プログラムの、図４
のデータ流れ図で表される部分では、サブルーチンは、
ブロック４０から開始し、システムが電力投入されたこ
とを表す信号、またはシステムがリセットされたことを
表す信号を検出する。これらの信号は、通常、データ処
理システム内で発生され、さまざまな目的に使用され
る。

【００５１】ブロック４１で、クラスタ内のすべてのＤ
ＡＳＤをリセットし、そのクラスタ内の各アレイ内の個
々のＤＡＳＤをポーリングする。このポーリングによっ
て、そのクラスタ内の各動作可能ＤＡＳＤからバイタル
・プロダクト情報が読み出される。各ＤＡＳＤは、その
独自の連番号、及び技術変更または技術変更レベルある
いはその両方を示す情報を供給する。さらに、そのＤＡ
ＳＤの個々のセクタに関する情報も提供される。

【００５２】クラスタの各アレイ内のすべての位置のポ
ーリングが完了すると、ブロック４２でテストを実行し
て、そのクラスタ内のいずれかのＤＡＳＤ位置がそのポ
ーリングに応答しなかったかどうか判定する。あるＤＡ
ＳＤ位置がポーリングに応答しないと、エラー状態と解
釈され、プログラムはブロック４２ａで再試行／エラー
回復手順に分岐する。この手順は、ブロック４１で表さ
れるポーリング中に適切に応答しなかったＤＡＳＤから
バイタル・プロダクト・データを読み出そうと試みる。
ブロック４２ａの再試行／エラー回復段階で、前に故障
していたＤＡＳＤからバイタル・プロダクト・データを
読み出すのに成功した場合、ブロック４３ｂでＮＯ分岐
を取って主命令シーケンスに戻る。一方、適切に応答し
ないＤＡＳＤがまだある場合は、ブロック４３ｂでＹＥ
Ｓ経路を取ってプログラムはブロック４２ｃに分岐する
ことができる。ブロック４２ｃで、応答しなかったＤＡ
ＳＤを、それがまだ削除されていない場合、ＤＡＳＤ再
構築リストから削除する。さらに、故障したＤＡＳＤ
を、性能低下ＤＡＳＤリストに追加し、その後、主プロ
グラムに戻る。

【００５３】利用可能なすべての情報が動作可能ＤＡＳ
Ｄから読み出され、故障したＤＡＳＤが性能低下ＤＡＳ
Ｄリストに追加されると、ブロック４４で、プログラム
は現バイタル・プロダクト・データを最後の読出しから
得られたデータと比較する。ＤＡＳＤからのバイタル・
プロダクト・データは、アレイ内のＤＡＳＤ位置に従っ
て配列される。好ましい実施例では、各アレイ内に４つ
のＤＡＳＤ、記憶サブシステム内にＮ個のアレイがあ
る。最後の読出し以降に情報が変更された場合、プログ
ラムはＹＥＳ経路を取ってブロック４５ａに分岐し、バ
イタル・プロダクト・データの変更を反映するようにＤ
ＡＳＤリストを更新する。次にプログラムは、ブロック
４５ｂで、故障したＤＡＳＤをＤＡＳＤ再構築リストに
追加する。さらに、ブロック４５ｃで、再構築リスト上
にあるすべてのＤＡＳＤを性能低下リストから削除する
ことによって、記憶されたＤＡＳＤ情報を更新する。

【００５４】この時点で、ブロック４６で示されるよう
にサブルーチンは完了し、プログラムはブロック４７
で、サブルーチンが完了し、ＣＰＵが記憶サブシステム
にデータを転送し記憶サブシステムからデータを要求す
ることができることを示す、「クラスタ・レディー」信
号を発生する。次にサブルーチンは、ブロック４８で、
次の電力投入またはシステム・リセット信号が検出され
るまで、遊休状態に入る。

【００５５】第５図には、システムの電源を遮断しない
で欠陥ＤＡＳＤの交換を行なうための技法が示されてい
る。欠陥ＤＡＳＤを交換するためにシステムの電源を遮
断する方が簡単であるが、それが望ましくない場合が多
数ある。たとえば、システムは、欠陥ＤＡＳＤがあって
も、限られた動作をすることができることがあり、電源
を遮断すると、この限られた動作が完全に停止すること
になる。これは、システムがリアル・タイム動作に関係
している適用業務、たとえば制御端末やデータ収集シス
テムではきわめて望ましくない。このような環境では、
たとえ正常のＤＡＳＤ性能が得られなくても限られた時
間動作を継続することがしばしば可能であり、システム
を停止するときわめて深刻な結果が生じる。したがっ
て、たとえ限られた時間低い性能で動作することになっ
ても、システムを停止せずに、システムの故障した構成
要素の修理または交換が可能な技法が強く求められてい
る。

【００５６】あるＤＡＳＤが故障したとき、通常の処置
は、できるだけ早く欠陥装置を交換することである。本
発明によれば、交換は、機械的にもプログラミングの点
からもきわめて簡単に実行できるので、コンピュータ保
守の熟練者の助けを借りずに、操作員の手でその操作を
実行することができる。したがって、訪問サービスを要
請し、保守担当員がコンピュータ設置場所に出かけてく
るのを待つ遅延がない。こうすると、システムを完全能
力に復旧する時間が節約されるだけでなく、訪問サービ
スの経費も節約される。操作員がシステムの電源を遮断
し、欠陥ドライブの物理的交換を実行することも可能か
もしれないが、新しいドライブをオンラインにすること
も必要である。それには、通常のパーソナル・コンピュ
ータ・ユーザの熟練レベルでは容易に生えられないプロ
グラミング能力が必要であった。

【００５７】したがって、問題は３つある。欠陥ＤＡＳ
Ｄの交換が物理的に簡単でなければならず、ＤＡＳＤを
交換した後でシステムを動作状態に復旧するのにプログ
ラミングの熟練を必要としてはならず、システムは性能
が低下しても欠陥ドライブで動作を継続できなければな
らない。

【００５８】システムから電源を遮断しないでＤＡＳＤ
を交換することは「ホット・プラギング」と呼ばれる。
ＤＡＳＤがプラグ接続される各アセンブリは、プラグの
一部分としてインタロック・ワイヤを含む。ＤＡＳＤを
システムから外すとき、ワイヤが接続されている回路は
切断される。システムが外されたＤＡＳＤからデータを
読み出そうと試みる場合、すでに説明したように、パリ
ティ回路が失われたデータを再構築する。システムが外
されたＤＡＳＤにデータを書き込もうと試みる場合、シ
ステムはそのＤＡＳＤに性能低下のフラグを付ける。

【００５９】図５を参照するに、操作員がシステムをオ
ープンして、欠陥ＤＡＳＤを外すと、インタロック回路
がオープンされる。動作可能ＤＡＳＤをプラグ接続する
と、インタロック回路が閉じて、割込み信号が発生して
制御装置５に送られる。割込み検出は、データ流れ図の
ブロック５０で行われる。次にプログラムは、ブロック
５１に進み、特定のＤＡＳＤクラスタ／アレイ位置に関
するバイタル・プロダクト・データ（ＶＰＤ）を読み出
す。ブロック５２で、プログラムは、割込みを発生した
位置に関するバイタル・プロダクト・データを調べ、そ
れが性能低下ＤＡＳＤリスト上にあったかどうか判定す
る。ＤＡＳＤ位置が性能低下リスト上にあった場合、プ
ログラムはＹＥＳ分岐を取ってブロック５２ａに進み、
そのＤＡＳＤを性能低下ＤＡＳＤリストから削除し、そ
れをＤＡＳＤ再構築リストに追加し、ブロック５４で主
プログラムに戻る。

【００６０】ブロック５２で実行されたテストでＮＯの
結果となった場合は、そのＤＡＳＤ位置が性能低下ＤＡ
ＳＤリスト上になかったことを示し、ブロック５３に分
岐する。ブロック５３で、プログラムは、新しくプラグ
接続されたＤＡＳＤからバイタル・プロダクト・データ
を読み出し、読み出されたデータをそのＤＡＳＤ位置に
対して以前に存在したバイタル・プロダクト・データと
比較する。バイタル・プロダクト・データが変更されて
いる場合は、新しいＤＡＳＤがその位置にプラグ接続さ
れたことを示し、ＹＥＳ分岐を取ってブロック５３ａに
進み、そのＤＡＳＤをＤＡＳＤ再構築リストに追加し、
その情報をＤＡＳＤリストに追加し、ブロック５４で主
プログラムに戻る。あるいは、ブロック５３のテストで
ＮＯの結果となった場合は、バイタル・プロダクト・デ
ータが変更されていないことを示し、プログラムは単に
ブロック５４で主プログラムに戻る。

【００６１】元のデータを新しいＤＡＳＤ上で再構築す
ることは、図６のデータ流れ図で表されるプログラムに
よって実行される。このプログラムの入口は、ブロック
６０で表されるアレイ／クラスタ制御装置５プログラム
内の遊休ループからである。ブロック６１で、プログラ
ムはＤＡＳＤ再構築リストに照会して、データを復元し
なければならないＤＡＳＤがあるかどうかを調べる。こ
のテストは、周期的に、またはアレイ／クラスタ制御装
置５が遊休状態にある期間だけ実行することができる。
ブロック６１のテストで再構築を必要とするＤＡＳＤが
あることが示された場合、ＹＥＳ経路から分岐する。こ
の場合プログラムはブロック６２に移り、ＤＡＳＤ再構
築リストを読み出す。もちろん、ブロック６１のテスト
でＮＯの結果になった場合は、プログラムは、ブロック
６３で、単に遊休状態に戻る。

【００６２】ブロック６４で、プログラムは、コマンド
割込みを禁止する。これによっては、セクタのブロック
の再構築が読出し／書込み動作によって影響を受けない
ようになる。これは、最も簡単な再構築の方法である
が、他の手法も可能である。たとえば、アレイの残りの
部分への通常アクセスを可能にしながら、再構築される
セクタだけをロードする方法がある。このような割込み
は、再構築プログラムから出た後に再び許可される。

【００６３】次にブロック６５で、プログラムは、ＤＡ
ＳＤ再構築リスト上の各ＤＡＳＤに対して所定の数のセ
クタからなるブロックを再構築する。

【００６４】ラウンド・ロビン方式でデータ、すなわち
一度にｘ個のセクタの再構築を実行することによって、
動作に必要なブックキーピングは大幅に単純化される。
さらに、この構築は、システムの全体的動作に最小の影
響しか与えないように実行するのが理想的である。主制
御プログラムが制御を再確認できる前に１つのＤＡＳＤ
全体が再構築される場合、必要な時間の量がシステムの
性能に悪影響を与えることがある。ＤＡＳＤ再構築プロ
グラムへの１回のエントリによって再構築できるセクタ
の数に限度をもうけることによって、システムがこの作
業にさく時間の量も同様に制限される。

【００６５】ブロック６６のテストで、再構築の完了し
たＤＡＳＤがあるかどうか判定する。これは、再構築さ
れたセクタの数を調べることによって判定される。すべ
てのセクタが再構築されたＤＡＳＤがある場合、ＹＥＳ
分岐を取ってブロック６６ａに進み、ＤＡＳＤ再構築リ
ストからそのＤＡＳＤを削除し、ブロック６７でプログ
ラムに戻る。あるいは、ブロック６６のテストでＮＯの
結果となった場合は、プログラムはブロック６７に直接
進む。ブロック６７で、ＤＡＳＤ再構築リストに含まれ
る再構築されるセクタの数を更新する。次にブロック６
８で、プログラムは遊休状態に戻る。この状態からブロ
ック６１のテストが再び実行できる。

【００６６】制御プログラムの、ＤＡＳＤアレイからデ
ータを読み出すための部分が、図７に示されている。ブ
ロック７０でサブルーチンに入って、データ処理システ
ム２から読出しコマンドを発行する。ブロック７１で、
プログラムは、選択されたアレイ内のすべてのＤＡＳＤ
にトラック・シーク・コマンドを出す。ブロック７２
で、プログラムは、選択されたアレイ内のすべてのドラ
イブ上の所望のデータ・セクタの行を読み出す。ブロッ
ク７３のテストで、エラー訂正コードの検査から、また
はコマンド・エラーの結果として、エラー指示があるか
どうか判定する。

【００６７】ブロック７３のテストでＮＯの結果になっ
た場合、データ中にエラーがないことを指示し、プログ
ラムはブロック７４に進み、アレイ内のＤＡＳＤから読
み出されたデータを組み合わせて、記憶サブシステム１
に記憶するためデータ処理システム２から最初に渡され
た形式でそのデータを置く。

【００６８】しかし、ブロック７３でＹＥＳの結果とな
った場合は、プログラムはブロック７３ａに分岐し、そ
こでプログラムはエラー信号を分析して、単一セクタ・
エラーが起こったかどうか判定する。そのエラーが単一
セクタに限定された場合、ＹＥＳ経路を取って、プログ
ラムはブロック７３ｂに分岐し、そこでエラーのために
失われたデータをセクタ・パリティ情報を使って回復す
る。次にプログラムは、主プログラムに戻り、ＤＡＳＤ
から取り出されたデータを組み合わせて、最初に記憶さ
れていたデータ・ブロックを再生する。

【００６９】ブロック７３ａからＮＯ経路を取って分岐
する場合は、エラーが２つ以上のセクタに広がっている
ことを示し、プログラムはブロック７３ｃに分岐する。
ブロック７３Ｃで、システムは読出し動作を再試行し、
さらにデータ回復動作を実行する。これによってうまく
エラーの大きさを単一セクタに縮小することができた場
合、プログラムはＹＥＳ経路を取ってブロック７３ｄか
らブロック７３ｂに移る。エラーの大きさが単一セクタ
より大きいままであった場合は、ブロック７３ｄから出
口はＮＯ経路を経由し、ブロック７３ｅで読出し中にハ
ード・エラーがあったと報告する。

【００７０】プログラムが、ブロック７４への経路を取
って元のデータを再生する場合、プログラムは続いてブ
ロック７５に進む。ブロック７５で、読出しコマンドを
テストして、読み出さなければならないセクタがまだ残
っているかどうか調べる。読出し動作がまだ完了してい
ない場合、ＹＥＳ経路を取って、プログラムはブロック
７２で読出しプログラムに再び入る。読み出さなければ
ならないセクタがもうなくなった場合は、ＮＯ経路を取
って、プログラムはブロック７６に分岐し、読出し動作
が首尾よく完了したことを指示する。

【００７１】図８のデータ流れ図は、システムによって
書込み動作がどのように実行されるかを示す。データ処
理システム２の中央演算処理装置３が、書込みコマンド
をアレイ／クラスタ制御装置５に出す。この書込みコマ
ンドは、メモリ・アドレス、記憶サブシステムに書き込
まれるファイルの名前、及びデータが書き込まれるアレ
イを指定する。

【００７２】ブロック８０でアレイ／クラスタ制御装置
５がデータ処理システムから書込みコマンドを受け取る
と、プログラムは、ブロック８１に進んで、書込みコマ
ンドによって指定されたアレイを、性能低下ＤＡＳＤリ
スト上の性能低下ＤＡＳＤのリストと比較する。書込み
コマンドによって指定されたアレイが性能低下ＤＡＳＤ
リスト上にない場合、ＮＯ分岐を取ってブロック８１ａ
に進み、指定されたＤＡＳＤアレイにトラック・シーク
・コマンドを出す。指定されたアレイがこのコマンドを
受け取り、アクチュエータが読出し／書込みヘッドをデ
ィスク上の希望するトラックの上方に移動させる。シー
ク・コマンドを出した後、ブロック８１ｂで、図２に示
されたデータ・ブロック１００などのデータ・ブロック
を取り、それを適当な数、たとえば選択された例では３
個の単位（区画）に分割し、その区画に対する新しいパ
リティ区画を生成する。ブロック８１ｂで実行される動
作は、先に図２に関して示し説明した、データ形式の変
換及び関連するバッファ記憶に対応する。この動作は、
システムで使用されるエラー訂正コードに従ったデータ
の変更も含んでいた。

【００７３】次にブロック８１ｃで、４つの並列経路を
介して選択されたＤＡＳＤアレイ内の４つのドライブ
に、変換されたデータを書き込む。これは、図２の信号
線１０６−１ないし１０６−４によって示される動作で
ある。データの書込みに続いて、ブロック８１ｄで、記
録されたデータを検査して、書込みエラーがあったかど
うか判定する。これは、ＤＡＳＤから戻された状況コー
ドを調べることによって実行される。トラック・エラー
は、書込み動作の前に検出される。エラーが検出された
場合、プログラムは、ＹＥＳ経路を取ってブロック８１
ｅに分岐し、検出されたエラーの性質に対応するエラー
回復手順を実行する。ブロック８１ｆで、書込みエラー
またはシーク・エラーがあるかどうか第２のテストを実
行する。ここでエラーが検出された場合は、プログラム
は、ＹＥＳ経路を取ってブロック８１ｇに進む ブロッ
ク８１ｇで、ブロック８１ｆで検出されたエラーの追加
分析を実行して、２つ以上のＤＡＳＤがエラーを発生し
たかどうか判定する。ＹＥＳ分岐を取る場合は、２つ以
上のＤＡＳＤがエラーを起こしていることを示し、ＹＥ
Ｓ分岐を取ってブロック８１ｈに進み、ハード書込みエ
ラー、すなわち同じ位置に再書込みをすることによって
訂正されないエラーがあることを指示し、書込み動作が
試みられたＤＡＳＤアレイを、性能低下ＤＡＳＤリスト
に追加する。

【００７４】ブロック８１ｇのテストで単一のＤＡＳＤ
だけがエラー状態にあることが判明した場合、ＮＯ経路
を取ってブロック８１ｉに分岐し、故障したＤＡＳＤを
性能低下ＤＡＳＤリストに追加する。次にプログラム
は、ブロック８１ｊに進み、書込みコマンドと、書き込
まれたセクタの数を比較して、書き込むべきセクタがま
だあるかどうか調べる。セクタがすべて書き込まれてい
る場合、書込みコマンドは完了し、プログラムはＮＯ経
路を取ってブロック８２ａに進む。ブロック８２ａで、
書込みコマンドが首尾よく完了し、次のコマンドの実行
のために記憶サブシステムが使用できることを指示す
る。

【００７５】すべてのセクタに書き込まれると、システ
ムはＹＥＳ出力を送って図９のブロック８３ｄに至る。
ブロック８１ｄに戻って、エラーがあるかどうかのテス
トでトラック・シーク・エラーまたは書込みエラーが見
つからなかった場合、プログラムはＮＯ経路を取ってブ
ロック８１ｋに進み、書込みコマンド中に存在していた
セクタの数と、書き込まれたセクタの数を比較し、書き
込むべきセクタがまだあるかどうか判定する。ブロック
８１ｋからＹＥＳ分岐を取る場合、プログラムは、ブロ
ック８１ｂに戻って、次のデータ・ブロックを取りそれ
を分割してデータ単位及びパリティ単位を形成し、得ら
れたデータを指定されたＤＡＳＤアレイに書き込む。す
べてのセクタが書き込まれている場合、ブロック８１ｋ
のテストはＮＯ分岐を取ってブロック８１ｌに進む。こ
のブロックは、図９のブロック８２ａと類似のものであ
り、書込みコマンドが首尾よく完了し、次のコマンドの
実行のために記憶サブシステムが使用できることを指示
する。

【００７６】次にブロック８１に戻って、性能低下ＤＡ
ＳＤリストを書込みコマンドによって指定されたアレイ
と比較する。指定されたＤＡＳＤがそのリスト上にあっ
た場合、プログラムはＹＥＳ経路を取って、ブロック８
１ａと同じ機能を奏するブロック８３ａに分岐し、プロ
グラムの、データを性能低下モードで書き込む部分に進
む。このモードでは、故障ドライブが性能低下ＤＡＳＤ
リスト上にあることは単に無視される、すなわち故障Ｄ
ＡＳＤは、あたかも正しく機能しているかのように取り
扱われる。もちろん、これは、通常のエラー回復技法で
故障したＤＡＳＤが十分に補償できると仮定したもので
ある。このことについては、後でさらに説明する。

【００７７】ブロック８３で、先に説明したブロック８
１ｂと同様に５２２バイトの元のデータ・ブロックを各
１７４バイトの３つの区画に分割する。プログラムは、
ブロック８３ｃに進み、先に説明したブロック８１ｃと
同様に選択されたＤＡＳＤアレイにデータを書き込む。
ブロック８３ｃの書込み動作は、あたかも欠陥ＤＡＳＤ
が実際に適切に機能しているかのように行なわれ、それ
が正しく機能していないことを無視する。

【００７８】ブロック８３ｄでテストを実行し、書込み
エラーまたはトラック・シーク・エラーがあったかどう
か判定する。このテストでＮＯの結果になった場合、プ
ログラムはブロック８３ｋでテストを実行し、まだ書き
込まれずに残っているセクタがあるかどうか判定する。
ブロック８３ｄに戻って、書込みエラーまたはトラック
・シーク・エラーが起こった場合、プログラムはブロッ
ク８３ｅに分岐し、先に説明したブロック８１ｅと同様
にエラー回復手順を実行する。

【００７９】次にブロック８３ｆで、エラー回復手順の
結果を検査して、未訂正のエラーがあるかどうか調べ
る。このブロックは、ブロック８１ｆと同じ手順に従
う。すべてのエラーが訂正されている場合、プログラム
は、ＮＯ分岐を取ってブロック８３ｋに進み、書込みコ
マンドによって指定されたセクタを書き込まれたセクタ
の数と比較する。書き込むべきセクタがまだある場合、
プログラムは、ＹＥＳ分岐を取って、ブロック８３ｂに
戻る。すべてのセクタが書き込まれている場合、プログ
ラムはＮＯ分岐を取ってブロック８２ａに進む。ブロッ
ク８２ａで、書込みコマンドが完了し、別のコマンドを
実行するために記憶サブシステムが使用できることを指
示する。

【００８０】ブロック８３ｆのエラー回復手順でブロッ
ク８３ｄで検出されたエラーから回復できなかった場
合、プログラムはＹＥＳ分岐を取ってブロック８３ｇに
進む。ブロック８３ｇで、ハード書込みエラー、すなわ
ち回復不能なエラーがあることを指示し、そのエラーを
発生したＤＡＳＤを性能低下ＤＡＳＤリストに追加す
る。次にプログラムは、ブロック８１で主プログラムに
戻る。

【００８１】図１０は、個々のＤＡＳＤ装置のスピンド
ル・モータを制御するためのシステムを示す。すでに説
明したように、ＤＡＳＤは、４つのＤＡＳＤのアレイに
配置されている。これらのアレイは、任意の数のアレイ
からなるクラスタに組み合わされる。好ましい実施例で
は、各アレイは４台のＤＡＳＤから構成される。区分さ
れたデータは、一度に４単位ビットずつアレイに書き込
まれる。すなわち、３つの区画の各々から１単位ずつと
それに対応するパリティ単位（ブロック）が、同時に４
枚のディスクに書き込まれる。読出しも並列に実行され
るので、アレイの４枚のディスクすべての回転位置を、
互いに正確な関係に保たなければならない。そうしなか
った場合、システム性能は低下する。すなわち、読出し
動作は、最後のＤＡＳＤがデータをパスしてしまうまで
待たなければならない。したがって、４台のＤＡＳＤが
同じ速度で回転し、さらに互いに所定の位置関係を獲得
し、記憶サブシステムの動作中ずっとこの関係を維持す
ることが極めて望ましい。

【００８２】この作業の困難さは、１トラック上に記録
されるビットの数、すなわちビット密度を考え、各ディ
スクの位置を１ビット位置の許容差に維持しなければな
らないことを認識すると理解できる。このレベルの正確
さの要件は、各ＤＡＳＤに対して先入れ先出し型の読出
しバッファを設けることによって緩和することができ
る。バッファのサイズは、通常、単一セクタよりわずか
に大きいものを扱えるように設定すると好都合である。
様々なＤＡＳＤの間の小さなスキューは、データが各バ
ッファから読み出されたときにデータを同期させること
によって補正できる。この手法を用いると、スキューの
問題が解決され、ＤＡＳＤの回転位置の許容差が緩和さ
れるが、その代りに遅延が増加する。これは、データを
使用するとき、最後のディスクがアドレスされたデータ
を読出しヘッドの下にもってくるまで、システムが待た
なければならないためである。通常の状況では、この遅
延は、３６００ｒｐｍで動作しているＤＡＳＤで通常見
られる回転待ち時間より小さい程度の大きさである。バ
ッファ誘発性遅延は、ディスクが数ビット位置移動する
のに必要な時間である。実際の遅延は、ディスクが通常
のＤＡＳＤの約３倍の高速で回転していることによって
さらに短縮される。

【００８３】図１０で、各ＤＡＳＤ １００ｎは、速度
／位置制御機構９０をもつ。これは、図１のアレイ／ク
ラスタ制御装置５内に位置する。各速度／位置制御機構
９０は、制御ループ９５をもつ。このループは、ＤＡＳ
Ｄからのインデックス・パルスの位置を、加算回路９１
内のすべての制御機構９０に対して確定された基準と比
較する働きをする。通常の場合、基準インデックス・パ
ルスは、アレイ／クラスタ制御装置５内で水晶制御発振
器９２によって発生され、記憶サブシステム及び関連デ
ータ処理システムから見てインデックス・パルスの最適
な出現時間を表す。

【００８４】インデックス検出器９３は、ディスク９４
上のインデックス・マークが通過するごとにインデック
ス・パルスを供給する。これは、ＤＡＳＤ １００ｎ内
のディスクの速度及び位置の尺度を提供する。インデッ
クス検出器９３からのインデックス・パルス及び水晶基
準発振器９２からの基準パルスが、加算回路９１で比較
され、その結果生じる誤差信号が、制御ループ９５に送
られる。好ましい実施例では、ディジタル技術を利用し
て制御ループ９５を実施するが、制御ループ９５の実際
の実施態様はアナログ、ディジタル、またはハイブリッ
ド技術のいずれでもよい。それが、ＤＡＳＤスピンドル
・ドライブ・モータ９７のコイルを励起する、ＤＡＳＤ
モータ・ドライブ回路９６への信号を発生する働きをす
ると言うだけで十分である。制御ループは、ＤＡＳＤ
１００ｎの速度を、水晶基準発振器９２によって定義さ
れる速度に正確に合わせ、インデックス・パルスが正確
な時間に丁度インデックス検出器を通過するようにＤＡ
ＳＤ １００ｎのディスクを位置決めすることができ
る。これによって、すべてのＤＡＳＤの間の位置同期が
実現される。あるＤＡＳＤのディスク位置が他のＤＡＳ
Ｄのディスク位置よりわずかに後ろにある場合、制御ル
ープ９５は、遅れたＤＡＳＤの速度を、それが正しい速
度で回転していても、適切な位置に達するまでわずかに
加速させる。適切な位置に達した時点で、他のＤＡＳＤ
と適合するように速度を下げ、適切な位置を維持する。

【００８５】アレイ／クラスタ制御装置５に使用される
電子回路のより包括的な図が、図１１に示されている。
中央演算処理装置との交信は、シリアル・インタフェー
ス６を介して行なわれる。このインタフェースは、アレ
イ／クラスタ制御装置５内にあるシリアル・インタフェ
ース・ドライバ／レシーバ・チップ１２０につながって
いる。ディジタル制御チップ１２２は、シリアル・イン
タフェース制御部１２３を含む。この制御部は、アレイ
／クラスタ制御装置５とデータ処理システム２の間のシ
リアル・インタフェースを制御するためのものである。
シリアル・インタフェース制御部は、データ処理システ
ム２とアレイ／クラスタ制御装置５の間でやり取りされ
るすべてのデータ及び制御信号の適切な同期、緩衝及び
復号を実行する。

【００８６】サーボ・デモジュレータ・チップ１２７
は、読出し線１２８ａからディスク上に書き込まれたア
ナログ・サーボ・データを読み出し、ディスク位置のデ
ィジタル表示をバス１２７ｂ上に供給する。

【００８７】ディジタル制御チップ１２２はまた、ディ
ジタル信号処理部１２５を含む。この信号処理部は、サ
ーボ・デモジュレータ・チップ１２７の第２出力を表す
バス１２７ｂ上の読出しヘッド位置データに応答する。
バス１２７ａ上の信号が処理されると、ボイス・コイル
・ドライバ・チップ１３０に制御信号が供給される。ド
ライバ・チップ１３０は、ＤＡＳＤのヘッド・アーム・
アセンブリと連動するアクチュエータのボイス・コイル
型モータのコイル１３２を励起する。サーボ・デモジュ
レータ・チップ１２７、ディジタル制御チップ１２２の
ディジタル信号処理部１２５、及びボイス・コイル・ド
ライバ・チップ１３０は、読出し／書込みヘッドをアド
レスされたトラックの上方で位置決めするためにヘッド
・アーム・アセンブリが移動され、データがトラックに
書き込まれトラックから読み出されるのに適切な位置に
維持されるように、ボイス・コイル・ドライバ・コイル
を励起する。

【００８８】さらに、サーボ・デモジュレータ・チップ
１２７は、インデックス検出器の機能を果たし、インデ
ックス信号をバス１２７ｂを介してディジタル信号処理
部１２５に渡す。インデックス信号は、先に図１０に関
して説明したように水晶基準発振器で比較され、適切な
駆動信号がスピンドル・モータ・ドライバ・チップ９６
に送られる。ドライバ・チップ９６から、図１０に関し
て説明したように適切な駆動信号が発生され、スピンド
ル駆動モータ・コイル９７に送られる。

【００８９】ディジタル制御チップ１２２はさらに、符
号化／復号部１２６を含む。この部分は、ＤＡＳＤディ
スクから読み出されたデータを復号し、そのデータをＤ
ＡＳＤディスク上に記録させる働きをする。記録される
データは、アナログ波形コンディショナ・チップ１２４
に渡される。コンディショナ・チップ１２４は、ディジ
タル波形を取り、それを適当なアナログ波形に変換し
て、マルチプレクサ・チップ１２８を介して読出し／書
込みヘッド１２８ａ、１２８ｂ、．．．、１２８ｎのう
ちの選択された１つのヘッドに送る。ＤＡＳＤディスク
からデータを読み出すとき、ヘッド１２８ａ、１２８
ｂ、．．．、１２８ｎのうちの１つからアナログ信号が
選択され、マルチプレクサ・チップ１２８によって増幅
され、アナログ波形及びクロック生成機構チップ１２４
に渡され、そこで調整されディジタル化される。位相ロ
ック・クロック信号が、読み出されたデータから取り出
され、ディジタル化された読出しデータと共にディジタ
ル制御チップ１２２の符号化／復号部１２６に供給され
る。次に符号化／復号部１２６は、それをディジタル波
形に変換し、ディジタル制御装置チップ１２２のシリア
ル・インタフェース制御部１２３へ転送する。

【００９０】本発明の電気的態様及びシステム態様につ
いて説明したので、次に図１２及び図１３、１４に移
る。図１２は、記憶サブシステム内で使用される１つの
ＤＡＳＤの平面図である。図１３、１４は、図１２に示
したＤＡＳＤの線ＸＩＩ−ＸＩＩに沿って切りとった断
面図である。可能な場合、説明される要素を両方の図に
示し、同じ参照番号で識別する。ベース・プレート１５
０とカバー１５１は、組み合わさって、出来た格納機構
内に位置するＤＡＳＤの各種構成要素のシールを行な
う。

【００９１】公称直径６５ｍｍの複数のディスク１６０
ａ、１６０ｂ、１６０ｃ、１６０ｄが、スピンドル・ア
センブリ１６２上に回転できるように配置され、その一
端はベース・プレート１５０で、他端はカバー１５１で
支持されている。スピンドル・アセンブリ１６２の一部
分として、スピンドル駆動モータ１６４、及びディスク
１６０ａ、１６０ｂ、１６０ｃ、１６０ｄを適切な位置
に保持するためのスペーサ２１３とクランプ２１２が組
み込まれている。スピンドル・アセンブリ１６２につい
ては、後で図１７を参照して詳しく説明する。

【００９２】ディスク１６０ａ−１６０ｄの各表面は、
データを記録するために適当な磁性記録材料でコートさ
れている。図１６に示したように、複数の磁気トランス
ジューサ１７０ａ及び１７０ａ’ないし１７０ｄ及び１
７０ｄ’が、データを読み出し書き込むため、ディスク
１６０ａないし１６０ｄの上下のコートされた表面と共
同作用するように位置決めされている。記録ヘッド１７
０は、当該のサスペンション・アセンブリ１７１ａ及び
１７１ａ’ないし１７１ｄ及び１７１ｄ’の端部に装着
されている。ヘッド１７０のサスペンションは、通常の
ジンバル設計に従い、システムの動作中にヘッドをディ
スク表面から約６．５マイクロインチ（０．１６５ミク
ロン）浮かせることができる。

【００９３】再び図１２を参照すると、各ＤＡＳＤアセ
ンブリは、ＤＡＳＤへのすべての必要な電力線及び信号
線を担持するコネクタ１６９を含む。

【００９４】図１５を参照すると、各ヘッド／サスペン
ション・アセンブリは、コーム・アセンブリ１７３の対
応するアーム１７３ａ−１７３ｅに固定されている。コ
ーム・アセンブリ１７３は、ベアリング・カートリッジ
１７５の周りを回転するように配置されている。ベアリ
ング・シャフト端部１７５ａ及び１７５ｂは、ベアリン
グ１７５を両端支持するように、ベース・プレート１５
０及びカバー１５１を貫通してそれに結合し、カバー１
５１をベース・プレート１５０と係合した状態に保持す
る助けをする。駆動コイル１７６から構成されるアクチ
ュエータ・コイルは、コーム・アセンブリ１７３の、ア
ーム１７３ａ−１７３ｅと対向する端部に装着されてい
る。

【００９５】コイル１７６がいずれかの極性の直流によ
って励起されると、駆動コイル１７６内の電流が、それ
ぞれカバー１５１とベース１５０に固定された永久磁石
アセンブリ１７７ａと１７７ｂの磁界と共同作用して、
コーム・アセンブリ１７３をベアリング１７５の周りで
回転させ、ヘッド１７０をディスク１６０上の所望のト
ラックの上方で位置決めし、データの読出し／書込み中
にそれらのヘッドをトラック上方の正しい位置に維持す
る。磁石アセンブリ１７７ａと１７７ｂはそれぞれ１対
の永久磁石１７７ａ１と１７７ａ２、１７７ｂ１と１７
７ｂ２を含み、各対はそれぞれ軟磁性体１７７ａ３と１
７７ａ４のベース部材上に装着されている。これらのベ
ース部材は、駆動コイル１７６から見た磁気回路を完成
し、磁気アクチュエータの駆動効率を向上する低磁気抵
抗経路を提供する。１対のクラッシュ・ストップ１７８
ａ及び１７８ｂは、それぞれその中点にエラストマ・ク
ッション１７８ｃをもち、コームが許容範囲を超えて移
動するのを防止する働きをする。フレキシブル・ケーブ
ル・アセンブリ１７９は、磁気ヘッド１７０及び駆動コ
イル１７６への必要な接続を行なう。

【００９６】図１７に示したスピンドル・アセンブリ１
６２は、シャフト１９０を含み、その両端は、ベース・
プレート１５０及びカバー１５１中に設けられた対応す
る穴と対合し、シャフトを両端で支持するようにそれら
に結合されている。シャフトを両端で支持することによ
って、いわゆる「タワー」装着に付随する傾斜及び振動
の問題は完全に回避され、完成したアセンブリは振動及
び共鳴がほとんどない。シャフト１９０に取り付けられ
た１対のベアリング１９１と１９２は、ディスク駆動モ
ータの極１９３を支持し、それを固定されたシャフト１
９０の周りで回転させる。

【００９７】シャフト１９０に取り付けられた１組の巻
線１９４が駆動電流によって励起され、回転磁界を発生
する。この回転磁界は、鋼鉄の極１９３の内面に装着さ
れた永久磁石２００と共同作用して、その極を回転させ
る。鋼鉄のスペーサ２０１はベアリング１９２と係合
し、極１９３の下部を支持する。極１９３の外面に取り
付けられたアルミニウム・ハブ２１０は、その外径がデ
ィスク２２０の内径より小さく、熱膨張の余地を与え
る。ディスク２２０及びスペーサ２１３は、シャフト１
９０の周りで心合せされ、クランプ２１２によってハブ
２１０上で定位置に保持されている。

【００９８】図１８は、４台のＤＡＳＤ ２３０ａ、２
３０ｂ、２３０ｃ、２３０ｄが単一のプラグ接続可能な
カード２３１上にどのように装着されるかを示す。すな
わち、このような各カードは、単一のアレイを構成し、
複数のこのようなカードがクラスタを形成する。このカ
ードは、通常のプリント回路素材から作成され、接触舌
２３２から個々のＤＡＳＤに延びるランド（図示せず）
を含む。個々のＤＡＳＤ ２３０はそれぞれ、プラグ２
３５ａ−２３５ｄを介してカードに接続される。

【００９９】図１９は、ＤＡＳＤ ２３０がどのように
カード２３１に固定されるかを示す。各ＤＡＳＤ位置
は、キーホール・スロット２３８ａ、２３８ｂ、及び第
３のスロット（図示せず）を含む。これらのスロット
は、ＤＡＳＤ ２３０上の対応するショック・マウント
２４０ａ並びに第２及び第３のマウント（図示せず）、
それらに関連するプラグ２３４ｂ１並びに第２及び第３
のプラグ（図示せず）と一列に並ぶ。

【０１００】図２０は、ＤＡＳＤプラグ及びショック・
マウントの配置をより詳細に示す。ＤＡＳＤはプリント
回路カード２３１と係合して保持されるが、ショック・
マウントによってカードに関連するショックから機械的
に隔離される。各ＤＡＳＤは、３つのショック・マウン
トを含み、それぞれが真中を通るフェルール・ピン２４
２、及びエラストマ・グロメットをベース１５０に保持
するネジ部分２４３をもつ。ショック・マウント型グロ
メットは、通常の形状をもち、プリント回路カードの穴
の肩を収容する環状のスロットを周囲に含む。グロメッ
トをカード内の鍵形スロットの大きい部分に差し込むこ
とによって、ＤＡＳＤをカード２３１上に装着する。次
にＤＡＳＤを移動させて、グロメット・スロットを鍵形
スロットの狭い部分に押し込む。プラグ２３４を鍵形ス
ロットの大きい部分に差し込むことによって、ＤＡＳＤ
はスロットの狭い部分に保持される。

【０１０１】いま説明したＤＡＳＤの機械的装着は、比
較的に簡単であり、使いやすい配置を提供するだけでな
く、ＤＡＳＤとカードの間の多数の電気的接触に関する
要件をも満たす。システムのプラグ接続可能な各構成要
素間の機械的隔離と電気的接触というこの二重の要件
は、従来は一般に、固定されたショック・マウントとプ
ラグ接続可能なケーブルによって満たされてきた。この
手法は、ほとんどのパーソナル・コンピュータ・システ
ムでいわゆるハード・ドライブの装着の際にとられてい
る。この二重要件のため、たとえば機械的装着の完了後
に必要なケーブル接続ができないなど、エラーの機会が
増大する。これは、故障を直すためにコンピュータを部
分的に分解しなければならないことを意味する。さら
に、ケーブルは配線を誤りやすく、システムのコストを
増加させる。

【０１０２】図２０に示すように、ＤＡＳＤ ２３０の
プラグ接続可能なコネクタ１６９は、ソケット２４１に
つながるアパーチャと隣接するが、それから離れた位置
にくるように構成されている。ＤＡＳＤを移動させて、
ショック・マウントをキーホール・スロットの狭い部分
に位置決めすると、コネクタ１６９は、コネクタ１６９
上のランドがソケット２４１内の対応する接点と接触す
るように、ソケット２４１のアパーチャ内に入る。従来
のソケットは、ＤＡＳＤとカード２３１の間の機械的隔
離をもたらさないので、新規な配置が提供される。コネ
クタ１６９のランドとカード２３１上の対応するラン
ド、たとえばランド２４５及び２５６との間の電気的接
続は、バネ２４７及び２４８によって実施される。挿入
中のソケットの位置決めは、２本のピン２６０によって
行なわれる。これらのピンは保持用座金２６０ａを含
み、これらの座金は、カード２３１の過大なサイズの穴
中でピンを浮かせる。これは、ＤＡＳＤコネクタ１６９
の挿入中の過剰な移動を防止するが、その後係合が外れ
て、ＤＡＳＤ ２３０をカード２３１から機械的に隔離
する。

【０１０３】本発明の利点は、交換の前にシステムの電
源を遮断し、交換後にシステムの電力を再度投入する必
要なしに、故障したＤＡＳＤを取り外し、それを動作可
能な装置と交換できることである。したがって、この動
作モードは、「ホット・プラギング」と呼ばれる。図２
１で、ホット・プラギング機能の機械的態様を図示す
る。各ＤＡＳＤアレイ３００は、信号及び電源用の複数
の接触ランドを含むプラグ接触部分３０２をもつカード
３０１を備えている。プラグ接触部分３０２上のランド
は、データ処理システムのフレームに取り付けられたソ
ケット３１０の対応する接点と共同作用する。ＤＡＳＤ
がソケット３１０で電源にプラグ接続できるように、各
ランド３２０は電源ランド３２１及び３２２よりも物理
的に短くなっている。このため、ＤＡＳＤ ３００内の
回路及びアレイ／クラスタ制御装置５内の回路がプラグ
接続操作中にスプリアス信号を受け取らないことが保証
される。信号回路と電源回路が混合方式でまたは同時に
接続される場合、それらの回路はスプリアス信号を発生
し、アレイ／クラスタ制御装置に、またはさらに悪くす
るとデータ処理システムにエラーをもたらす。信号接続
が行なわれる前にＤＡＳＤ ３００の回路に適切に電力
を供給することによって、スプリアス信号の発生が回避
される。プラグ３０２上のランドの機械的配置は、電源
ランドが接続されるまで信号ランドへの接触を物理的に
防止する。挿入中、電源接触を行なってから、信号接触
を行なうまでの間の時間遅延により、すべての回路に適
切に電力が供給され、それによってエラー信号の発生が
防止される。

【０１０４】

【発明の効果】本発明によれば、単一ドライブ・システ
ムよりも信頼性の高い多重ドライブ・ディスク記憶シス
テムが得られる。

【０１０５】本発明によれば、多重ドライブ・ディスク
記憶システムを電力遮断する必要なく、かつデータの損
失なく、個々のドライブを接続及び切断できる、多重ド
ライブ・ディスク記憶システムが得られる。

【０１０６】本発明によれば、４つのドライブをもち、
そのうちの１つのドライブが故障してもデータの損失を
起こさない、または実質的に性能を損なわない、ディス
ク記憶システムが得られる。

【０１０７】本発明によれば、データの並列検索によっ
てデータがより高速で検索できるように、高速、低コス
トのアクチュエータを使用して比較的により少量のデー
タにアクセスすることのできる、ディスク記憶システム
が得られる。

【０１０８】本発明によれば、アクチュエータ速度の損
失またはシステム信頼性の低下を受けずに、各アクチュ
エータによってアクセスできるデータの量を減らす、デ
ィスク記憶システムが得られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のディスク記憶システムのアーキテクチ
ャを示す機能ブロック図である。

【図２】データの変換、及びデータ処理システムから記
憶サブシステムへのデータの転送を示す機能ブロック図
である。

【図３】ディスク・ドライブが動作不能になった条件下
での記憶サブシステムからデータ処理システムへのデー
タの転送を示す機能ブロック図である。

【図４】システム電源投入及びシステム・リセット中に
アレイ／クラスタ制御装置が利用するプログラムを示す
データ流れ図である。

【図５】制御プログラムの、システムの電源を遮断せず
に欠陥ＤＡＳＤの取外し及び正常ＤＡＳＤの代替使用を
行なう部分を示すデータ流れ図である。

【図６】アレイ／クラスタ・プログラムの、欠陥がある
と判定されたＤＡＳＤの代りにに新しいＤＡＳＤ上にデ
ータを再構築する部分を示すデータ流れ図である。

【図７】プログラムの、ＤＡＳＤから読み出されたデー
タを取り、パリティ検査し、元のデータを再生する部分
を示すデータ流れ図である。

【図８】プログラムの、データ処理システムからのデー
タをＤＡＳＤサブシステムに書き込む部分を示す左半分
のデータ流れ図である。

【図９】プログラムの、データ処理システムからのデー
タをＤＡＳＤサブシステムに書き込む部分を示す右半分
のデータ流れ図である。

【図１０】プログラムの、スピンドル駆動モータを制御
するのに使用される部分を示すデータ流れ図である。

【図１１】記憶サブシステム制御装置によって利用され
るシステムの電子回路の概略図である。

【図１２】記憶サブシステム制御装置で使用されるディ
スク・ドライブの平面図である。

【図１３】図１２に示したディスク・ドライブの側面図
である。

【図１４】図１２に示したディスク・ドライブの側面図
である。

【図１５】アクチュエータ及びヘッド・アーム・アセン
ブリの展開図である。

【図１６】ヘッド・アーム・アセンブリ及びディスクの
両端の部分側面図である。

【図１７】ベアリング支持体の中心で切ったスピンドル
駆動モータの側面図である。

【図１８】５．２５インチのディスク・ドライブの標準
の形状因子の整数分の１に適合し、個々のディスク・ド
ライブを切断及び接続することのできる、カード上に装
着された４台のディスク・ドライブの配置図である。

【図１９】個々のＤＡＳＤがどのようにカード上に装着
されるかを示す図である。

【図２０】ＤＡＳＤ用のショック・マウント及びソケッ
トの詳細な断面図である。

【図２１】個々のクラスタをアレイから外して交換でき
る、プラグ及びガイドの配置を示す図である。

【符号の説明】

１ ディスク記憶システム ２ データ処理システム ３ 中央演算処理装置 ４ ランダム・アクセス記憶装置（ＲＡＭ） ５ アレイ／クラスタ制御装置 ７ 記憶装置アレイ ８ 記憶装置アレイ ９ 記憶装置アレイ １０ データ処理システム １０１ データ・バッチ １０５ バッファ及びＥＣＣ生成機構 １１０ パリティ生成機構

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ティモシー・ジョセフ・チャイナー アメリカ合衆国ニューヨーク州マホパッ ク、アールデイ ナンバー１ バレッ ト・ヒル・ロード （番地なし) (72)発明者 トーマス・ウイリアム・グラサー アメリカ合衆国ミネソタ州ロチェスタ ー、ボックス183、 ルート８番地 (72)発明者 リチャード・グレンバーグ アメリカ合衆国ミネソタ州ロチェスタ ー、ノーザン・ヒルズ・ドライブ・ノー ス・イースト 748番地 (72)発明者 アヴィジット・ムカジー・ムカジー アメリカ合衆国カリフォルニア州サンノ ゼ、アンジュ・クリーク・サークル 7143番地 (72)発明者 ジェリー・リー・ネウバウアー アメリカ合衆国ミネソタ州ロチェスタ ー、フィフス・アベニュー・サウス・イ ースト 706番地 (72)発明者 ジョン・ラルフ・レイデンバッチ アメリカ合衆国ミネソタ州ロチェスタ ー、フィフス・アベニュー・ノース・ウ エスト 3001番地 (72)発明者 ロバート・エルスウォース・スコップ アメリカ合衆国ミネソタ州ロチェスタ ー、セブンティーンス・アベニュー・ノ ース・ウエスト 2712番地 (72)発明者 ロバート・アレン・スクラントン アメリカ合衆国カリフォルニア州サンノ ゼ、ビュウクレスト・コート 20242番 地 (56)参考文献 特開 昭62−24481（ＪＰ，Ａ) 特開 昭55−108915（ＪＰ，Ａ) 特公 昭60−5023（ＪＰ，Ｂ２)

Claims (3)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】磁気記録のための複数のトラックを有する
   磁性体コーティングの記録媒体を持つ少なくとも１つの
   ハード・ディスク、前記ディスクを回転させるためのス
   ピンドル駆動手段、データ・ブロックを読出し記録する
   ために前記記録媒体と協働するトランスジューサ手段及
   び前記トランスジューサ手段を前記ディスク上の複数の
   データ・トラックの選択された１本上に位置決めするア
   クチュエータ手段よりなるディスク・ドライブをＮ個有
   するディスク記憶装置において、 データ・ブロックを第１乃至第Ｎ−１番目のドライブに
   分散して記録し、前記データ・ブロックに対するパリテ
   ィ情報を第Ｎ番目のドライブに記録する手段と、 前記
   ディスク・ドライブの各ディスクの回転位置間の位相差
   を示すスピンドル速度誤差信号を発生する手段と、 前記誤差信号に応答して、前記Ｎ個のディスク・ドライ
   ブの記録媒体に分散して記録された前記データ・ブロッ
   クが同時にアクセスされるように前記ディスク・ドライ
   ブの前記ディスクの回転速度及び相対位置を電子的にロ
   ックする手段と、 を含むことを特徴とするハード・ディスク記憶装置。
2. 【請求項２】前記Ｎ個のディスク・ドライブのいずれか
   １つが前記装置から切断されたこと検出し切断されたデ
   ィスク・ドライブを示す切断信号を発生する切断信号手
   段と、 前記Ｎ個のディスク・ドライブの前記切断された１つが
   前記装置に再接続されたことを検出し再接続されたディ
   スク・ドライブを示す再接続信号を発生する接続信号手
   段と、 前記切断信号及び前記再接続信号に応答して接続状態に
   あるＮ−１個のディスク・ドライブから対応するデータ
   単位及びパリティ情報単位を読み出し、読み出した各単
   位から前記切断されたディスク・ドライブにあったデー
   タ単位またはパリティ情報単位を再生し、再生された単
   位を前記再接続されたディスク・ドライブに記録する再
   生手段と、 を更に含むことを特徴とする請求項１記載のディスク記
   憶装置。
3. 【請求項３】Ｎ＝４であることを特徴とする請求項１ま
   たは２記載のハード・ディスク記憶装置。