JP3071017B2 - 冗長アレイ・システムにおける冗長情報の復元方法および制御システム - Google Patents
冗長アレイ・システムにおける冗長情報の復元方法および制御システムInfo
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- JP3071017B2 JP3071017B2 JP3338882A JP33888291A JP3071017B2 JP 3071017 B2 JP3071017 B2 JP 3071017B2 JP 3338882 A JP3338882 A JP 3338882A JP 33888291 A JP33888291 A JP 33888291A JP 3071017 B2 JP3071017 B2 JP 3071017B2
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- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
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- G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
- G06F11/1402—Saving, restoring, recovering or retrying
- G06F11/1415—Saving, restoring, recovering or retrying at system level
- G06F11/1435—Saving, restoring, recovering or retrying at system level using file system or storage system metadata
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- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
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Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、コンピュータ装置のデ
ータ記憶に関し、特に冗長アレイ記憶システムにおける
パリティ情報のオンライン復元の方法及び制御システム
に関する。
ータ記憶に関し、特に冗長アレイ記憶システムにおける
パリティ情報のオンライン復元の方法及び制御システム
に関する。
【０００２】
【従来の技術】標準的なデータ処理装置は一般に直接又
は制御装置とチャネルを介して中央処理装置（ＣＰＵ）
へ接続した１個以上の記憶装置を含む。記憶装置の機能
は、特定のデータ処理タスクを実行する際にＣＰＵが使
用するデータとプログラムを記憶することである。
は制御装置とチャネルを介して中央処理装置（ＣＰＵ）
へ接続した１個以上の記憶装置を含む。記憶装置の機能
は、特定のデータ処理タスクを実行する際にＣＰＵが使
用するデータとプログラムを記憶することである。
【０００３】現在のデータ処理装置では様々な型式の記
憶装置が使用されている。標準的な装置は、データを記
憶するための各制御装置を介して装置へ接続した１個以
上の大容量テープ装置及び／又はディスク・ドライブ
（磁気、光学又は半導体）を含む。
憶装置が使用されている。標準的な装置は、データを記
憶するための各制御装置を介して装置へ接続した１個以
上の大容量テープ装置及び／又はディスク・ドライブ
（磁気、光学又は半導体）を含む。
【０００４】しかしながら、ある装置に得られた情報が
もはやシステムに利用可能でなくなるように大容量記憶
装置の１つが故障した場合には問題がある。一般に、こ
のような故障は全コンピュータ・システムをシャット・
ダウンする。
もはやシステムに利用可能でなくなるように大容量記憶
装置の１つが故障した場合には問題がある。一般に、こ
のような故障は全コンピュータ・システムをシャット・
ダウンする。
【０００５】従来技術は信頼性あるデータ記憶を提供す
る問題を解決するいくつかの方法を示唆している。レコ
ードが相対的に短いシステムでは、記憶装置内の各デー
タ・レコードに追加するＥＣＣシンドローム・ビットを
発生する誤り訂正コードを使用することが可能である。
このコードにより、誤って読取られた小量のデータを訂
正することが可能である。しかしながら、このようなコ
ードは一般に誤った長いレコードを訂正する又は再生す
るのには不適当であり、記憶装置全体が故障した場合に
は何の救済もない。それ故、個々の記憶装置の外でデー
タ信頼性を提供する必要がある。
る問題を解決するいくつかの方法を示唆している。レコ
ードが相対的に短いシステムでは、記憶装置内の各デー
タ・レコードに追加するＥＣＣシンドローム・ビットを
発生する誤り訂正コードを使用することが可能である。
このコードにより、誤って読取られた小量のデータを訂
正することが可能である。しかしながら、このようなコ
ードは一般に誤った長いレコードを訂正する又は再生す
るのには不適当であり、記憶装置全体が故障した場合に
は何の救済もない。それ故、個々の記憶装置の外でデー
タ信頼性を提供する必要がある。
【０００６】このような「外部」信頼性への他のアプロ
ーチが当該分野の従来技術の中にいくつも書かれてい
る。１９８８年６月ＡＣＭ誌ＳＩＧＭＯＤでパターソン
他の「安価なディスクの冗長アレイ（ＲＡＩＤ）のケー
ス」という題の論文でカリフォルニア大学バークレー校
の研究グループは、ディスク・ドライブを記憶装置とし
て使用する時にそのような信頼性を提供する多数の異な
るアプローチを挙げている。ディスク・ドライブのアレ
イは、略語「ＲＡＩＤ」（安価ディスクの冗長アレイ）
のもとに５種類の構成形態の内の１つに特徴づけられ
る。
ーチが当該分野の従来技術の中にいくつも書かれてい
る。１９８８年６月ＡＣＭ誌ＳＩＧＭＯＤでパターソン
他の「安価なディスクの冗長アレイ（ＲＡＩＤ）のケー
ス」という題の論文でカリフォルニア大学バークレー校
の研究グループは、ディスク・ドライブを記憶装置とし
て使用する時にそのような信頼性を提供する多数の異な
るアプローチを挙げている。ディスク・ドライブのアレ
イは、略語「ＲＡＩＤ」（安価ディスクの冗長アレイ）
のもとに５種類の構成形態の内の１つに特徴づけられ
る。
【０００７】ＲＡＩＤ１構造は二重組の「ミラー」記憶
装置を提供し、各対の記憶装置で全てのデータの二重コ
ピーを保持することを含む。このような解法は信頼性の
問題を解決するが、記憶のコストを倍増する。ＲＡＩＤ
１構造の多数の実装が特にタンデム・コンピュータによ
り行われた。
装置を提供し、各対の記憶装置で全てのデータの二重コ
ピーを保持することを含む。このような解法は信頼性の
問題を解決するが、記憶のコストを倍増する。ＲＡＩＤ
１構造の多数の実装が特にタンデム・コンピュータによ
り行われた。
【０００８】ＲＡＩＤ２構造はデータの各語の各ビット
に加えることの各語の誤り検出訂正（ＥＤＣ）ビットを
別々のディスク・ドライブへ記憶する（これは又「ビッ
ト・ストライピング」としても知られている）。例え
ば、フローラ他への米国特許第４，７２２，０８５号
は、複数個の相対的に小さく、独立して動作するディス
ク・サブシステムを用いて、非常に高度な対故障性と非
常に高速なデータ転送帯域とを有する巨大な大容量ディ
スク・ドライブとして機能するディスク・ドライブ・メ
モリを開示している。データ・オーガナイザは各３２ビ
ット・データ語へ７ＥＤＣビット（公知のハミング・コ
ードを用いて決定される）を追加して誤り検出と誤り訂
正能力を与える。生成した３９ビット語はディスク・ド
ライブ当り１ビットで３９ディスク・ドライブへ書込ま
れる。３９ディスク・ドライブの内の１個が故障した場
合、各々記憶された３９ビット語の残りの３８ビットを
用いて、各データ語をディスク・ドライブから読出すに
つれて語毎に各３２ビット・データ語を再構成可能であ
る。
に加えることの各語の誤り検出訂正（ＥＤＣ）ビットを
別々のディスク・ドライブへ記憶する（これは又「ビッ
ト・ストライピング」としても知られている）。例え
ば、フローラ他への米国特許第４，７２２，０８５号
は、複数個の相対的に小さく、独立して動作するディス
ク・サブシステムを用いて、非常に高度な対故障性と非
常に高速なデータ転送帯域とを有する巨大な大容量ディ
スク・ドライブとして機能するディスク・ドライブ・メ
モリを開示している。データ・オーガナイザは各３２ビ
ット・データ語へ７ＥＤＣビット（公知のハミング・コ
ードを用いて決定される）を追加して誤り検出と誤り訂
正能力を与える。生成した３９ビット語はディスク・ド
ライブ当り１ビットで３９ディスク・ドライブへ書込ま
れる。３９ディスク・ドライブの内の１個が故障した場
合、各々記憶された３９ビット語の残りの３８ビットを
用いて、各データ語をディスク・ドライブから読出すに
つれて語毎に各３２ビット・データ語を再構成可能であ
る。
【０００９】このようなシステムの明かな欠点は最小の
システムに多数のディスク・ドライブが必要な点であり
（何故なら大多数のコンピュータは３２ビット語を使用
しているから）、ＥＤＣビットを記憶するために比較的
高い比率のドライブを必要とすることである（３９中７
ドライブ）。ＲＡＩＤ２ディスク・ドライブ・メモリ・
システムの別な制約は、個々のディスク・アクチュエー
タが一体で動作して各データ・ブロックを書込み、その
ビットが全てのディスク・ドライブに渡って分布してい
る点である。この配列は、個々の各ディスクがデータの
ブロックの一部を転送するため、高データ転送帯域を有
し、結果の効果として単一のドライブがブロックをアク
セスする場合より非常に速く全ブロックがコンピュータ
・システムに利用可能となる。これは大きなデータ・ブ
ロックには有利である。しかしながら、この配置は又実
質的に全記憶装置へ対して単一の読取／書込ヘッド・ア
クチュエータのみを与える。「単一の」アクチュエータ
により一時に１つのデータ・ファイルのみがアクセス可
能であるため、これはデータ・ファイルが小さい時には
ドライブ・アレイのランダム・アクセス性能へ逆に影響
する。従って、ＲＡＩＤ２システムは、多くの小データ
・ファイルへの多数のランダム・アクセスがデータ記憶
と転送動作の大部分を占める銀行業務、財務、予約シス
テムのようなオンライン・トランザクション処理（ＯＬ
ＴＰ）用に設計されたコンピュータ・システムには一般
に適当とは考えられない。
システムに多数のディスク・ドライブが必要な点であり
（何故なら大多数のコンピュータは３２ビット語を使用
しているから）、ＥＤＣビットを記憶するために比較的
高い比率のドライブを必要とすることである（３９中７
ドライブ）。ＲＡＩＤ２ディスク・ドライブ・メモリ・
システムの別な制約は、個々のディスク・アクチュエー
タが一体で動作して各データ・ブロックを書込み、その
ビットが全てのディスク・ドライブに渡って分布してい
る点である。この配列は、個々の各ディスクがデータの
ブロックの一部を転送するため、高データ転送帯域を有
し、結果の効果として単一のドライブがブロックをアク
セスする場合より非常に速く全ブロックがコンピュータ
・システムに利用可能となる。これは大きなデータ・ブ
ロックには有利である。しかしながら、この配置は又実
質的に全記憶装置へ対して単一の読取／書込ヘッド・ア
クチュエータのみを与える。「単一の」アクチュエータ
により一時に１つのデータ・ファイルのみがアクセス可
能であるため、これはデータ・ファイルが小さい時には
ドライブ・アレイのランダム・アクセス性能へ逆に影響
する。従って、ＲＡＩＤ２システムは、多くの小データ
・ファイルへの多数のランダム・アクセスがデータ記憶
と転送動作の大部分を占める銀行業務、財務、予約シス
テムのようなオンライン・トランザクション処理（ＯＬ
ＴＰ）用に設計されたコンピュータ・システムには一般
に適当とは考えられない。
【００１０】ＲＡＩＤ３構造は、各ディスク・ドライブ
記憶装置は故障又はデータ誤りを検出する内部装置を有
するという概念を基にしている。それ故、誤りの位置を
検出するために余分な情報を記憶する必要はなく、従っ
て単純な型式のパリティを基にした誤り訂正が用いられ
る。このアプローチでは、故障を生じる全記憶装置の内
容を「排他ＯＲ」（ＸＯＲ）してパリティ情報を発生す
る。結果のパリティ情報は単一の冗長記憶装置へ記憶さ
れる。記憶装置が故障した場合、当該装置上のデータ
は、残りの記憶装置からのデータをパリティ情報とＸＯ
Ｒすることにより代替記憶装置へ再構成可能である。こ
のような配置はミラー・ディスクＲＡＩＤ１構造に対し
て「Ｎ」記憶装置に１個の別な記憶装置のみが必要であ
るという点で利点を有する。ＲＡＩＤ３構造の別な特徴
は、ＲＡＩＤ２システムと同様にディスク・ドライブが
結合して動作し、単一のディスク・ドライブがパリティ
装置として指示されている点である。
記憶装置は故障又はデータ誤りを検出する内部装置を有
するという概念を基にしている。それ故、誤りの位置を
検出するために余分な情報を記憶する必要はなく、従っ
て単純な型式のパリティを基にした誤り訂正が用いられ
る。このアプローチでは、故障を生じる全記憶装置の内
容を「排他ＯＲ」（ＸＯＲ）してパリティ情報を発生す
る。結果のパリティ情報は単一の冗長記憶装置へ記憶さ
れる。記憶装置が故障した場合、当該装置上のデータ
は、残りの記憶装置からのデータをパリティ情報とＸＯ
Ｒすることにより代替記憶装置へ再構成可能である。こ
のような配置はミラー・ディスクＲＡＩＤ１構造に対し
て「Ｎ」記憶装置に１個の別な記憶装置のみが必要であ
るという点で利点を有する。ＲＡＩＤ３構造の別な特徴
は、ＲＡＩＤ２システムと同様にディスク・ドライブが
結合して動作し、単一のディスク・ドライブがパリティ
装置として指示されている点である。
【００１１】ＲＡＩＤ３構造の１つの実装例は、４個の
並列同期ディスク・ドライブと１個の冗長パリティ・ド
ライブを用いたマイクロポリス社の並列ディスク・アレ
イ、モデル１８０４ ＳＣＳＩである。４個のデータ・
ディスク・ドライブの内の１個の故障はパリティ・ディ
スク・ドライブに記憶したパリティ・ビットの使用によ
り修復可能である。ＲＡＩＤ３システムの他の例はオー
ウチへの米国特許第４，０９２，７３２号に記載されて
いる。
並列同期ディスク・ドライブと１個の冗長パリティ・ド
ライブを用いたマイクロポリス社の並列ディスク・アレ
イ、モデル１８０４ ＳＣＳＩである。４個のデータ・
ディスク・ドライブの内の１個の故障はパリティ・ディ
スク・ドライブに記憶したパリティ・ビットの使用によ
り修復可能である。ＲＡＩＤ３システムの他の例はオー
ウチへの米国特許第４，０９２，７３２号に記載されて
いる。
【００１２】ＲＡＩＤ３ディスク・ドライブ・メモリ装
置はＲＡＩＤ２システムよりデータ装置に対する冗長装
置の比が相当低い。しかしながら、ＲＡＩＤ３システム
は、個々のディスク・アクチュエータが結合されて一体
で動作するという点でＲＡＩＤ２システムと同じ性能制
約を有する。これは、一時に１つのデータ・ファイルの
みが「単一の」アクチュエータによりアクセス可能であ
るために、データ・ファイルが小さい時にはドライブ・
アレイのランダム・アクセス性能に逆に影響を与える。
従って、ＲＡＩＤ３システムはＯＬＴＰ用に設計された
コンピュータ・システムには一般に適当とは考えられな
い。
置はＲＡＩＤ２システムよりデータ装置に対する冗長装
置の比が相当低い。しかしながら、ＲＡＩＤ３システム
は、個々のディスク・アクチュエータが結合されて一体
で動作するという点でＲＡＩＤ２システムと同じ性能制
約を有する。これは、一時に１つのデータ・ファイルの
みが「単一の」アクチュエータによりアクセス可能であ
るために、データ・ファイルが小さい時にはドライブ・
アレイのランダム・アクセス性能に逆に影響を与える。
従って、ＲＡＩＤ３システムはＯＬＴＰ用に設計された
コンピュータ・システムには一般に適当とは考えられな
い。
【００１３】ＲＡＩＤ４構造はＲＡＩＤ３構造と同じパ
リティ誤り訂正概念を使用しているが、個々のディスク
・ドライブ・アクチュエータの動作を「分解」し、各デ
ィスクへのより大きな最小量のデータ（一般にはディス
ク・セクタ）を読取書込することにより小ファイルのラ
ンダム読取に対するＲＡＩＤ３システムの性能を改良す
る（これは又ブロック・ストライピングとして知られて
いる）。ＲＡＩＤ４構造の別な特徴は、単一の記憶装置
をパリティ装置として指定する点である。
リティ誤り訂正概念を使用しているが、個々のディスク
・ドライブ・アクチュエータの動作を「分解」し、各デ
ィスクへのより大きな最小量のデータ（一般にはディス
ク・セクタ）を読取書込することにより小ファイルのラ
ンダム読取に対するＲＡＩＤ３システムの性能を改良す
る（これは又ブロック・ストライピングとして知られて
いる）。ＲＡＩＤ４構造の別な特徴は、単一の記憶装置
をパリティ装置として指定する点である。
【００１４】ＲＡＩＤ４システムの制約は、独立に動作
しているデータ記憶装置のどれかへデータ・ブロックを
書込むことは又パリティ装置上に新たなパリティ・ブロ
ックを書込むことを必要とする。パリティ装置に記憶し
たパリティ情報を読出して旧データとＸＯＲしなければ
ならず（旧データの情報内容を「除去」するため）、生
成した和を新たなデータとＸＯＲしなければならない
（新たなパリティ情報を与えるため）。データ及びパリ
ティ・レコードの両方をディスク・ドライブへ再書込し
なければならない。この過程は一般に「読出−変更−書
込」列として参照される。
しているデータ記憶装置のどれかへデータ・ブロックを
書込むことは又パリティ装置上に新たなパリティ・ブロ
ックを書込むことを必要とする。パリティ装置に記憶し
たパリティ情報を読出して旧データとＸＯＲしなければ
ならず（旧データの情報内容を「除去」するため）、生
成した和を新たなデータとＸＯＲしなければならない
（新たなパリティ情報を与えるため）。データ及びパリ
ティ・レコードの両方をディスク・ドライブへ再書込し
なければならない。この過程は一般に「読出−変更−書
込」列として参照される。
【００１５】従って、パリティ装置のパリティ・レコー
ドによりカバーされるデータ記憶装置のどれかでレコー
ドが変更される度に単一のパリティ装置上で読取及び書
込が発生する。単位時間当りに実行可能なレコードの変
更数は、多重データ記憶装置の並列動作により与えられ
る速いアクセス速度と対向するパリティ装置のアクセス
速度の関数であるため、パリティ装置がデータ書込動作
への障害となる。この制約のため、ＲＡＩＤ４システム
は一般にＯＬＴＰ用に設計されたコンピュータ・システ
ムには適当と考えられない。実際、ＲＡＩＤ４システム
は商用には実装されていない。
ドによりカバーされるデータ記憶装置のどれかでレコー
ドが変更される度に単一のパリティ装置上で読取及び書
込が発生する。単位時間当りに実行可能なレコードの変
更数は、多重データ記憶装置の並列動作により与えられ
る速いアクセス速度と対向するパリティ装置のアクセス
速度の関数であるため、パリティ装置がデータ書込動作
への障害となる。この制約のため、ＲＡＩＤ４システム
は一般にＯＬＴＰ用に設計されたコンピュータ・システ
ムには適当と考えられない。実際、ＲＡＩＤ４システム
は商用には実装されていない。
【００１６】ＲＡＩＤ５構造はＲＡＩＤ４構造と同じパ
リティ誤り訂正概念と独立のアクチュエータを使用して
いるが、データ及びパリティ情報を全ての利用可能なデ
ィスク・ドライブに渡って分布させることによりＲＡＩ
Ｄ４システムの書込性能を改善する。標準的には、組
（「冗長群」としても知られている）中の「Ｎ＋１」個
の記憶装置をブロックとして参照される複数個の等しい
サイズのアドレス域に分割する。各記憶装置は一般に同
じ数のブロックを含む。同じ装置アドレス域を有する冗
長群中の各記憶装置からのブロックは「ストライプ」と
して参照される。各ストライプはＮブロックのデータ加
えることの残りのストライプ用のパリティを含む１記憶
装置上の１つのパリティ・ブロックを有する。別のスト
ライプの各々がパリティ・ブロックを有し、パリティ・
ブロックは異なる記憶装置上に分布している。冗長群中
のデータの各修正に付随するパリティ更新作業はそれ故
異なる記憶装置上に分布する。単一の装置が全てのパリ
ティ更新作業の負荷を負うことはない。
リティ誤り訂正概念と独立のアクチュエータを使用して
いるが、データ及びパリティ情報を全ての利用可能なデ
ィスク・ドライブに渡って分布させることによりＲＡＩ
Ｄ４システムの書込性能を改善する。標準的には、組
（「冗長群」としても知られている）中の「Ｎ＋１」個
の記憶装置をブロックとして参照される複数個の等しい
サイズのアドレス域に分割する。各記憶装置は一般に同
じ数のブロックを含む。同じ装置アドレス域を有する冗
長群中の各記憶装置からのブロックは「ストライプ」と
して参照される。各ストライプはＮブロックのデータ加
えることの残りのストライプ用のパリティを含む１記憶
装置上の１つのパリティ・ブロックを有する。別のスト
ライプの各々がパリティ・ブロックを有し、パリティ・
ブロックは異なる記憶装置上に分布している。冗長群中
のデータの各修正に付随するパリティ更新作業はそれ故
異なる記憶装置上に分布する。単一の装置が全てのパリ
ティ更新作業の負荷を負うことはない。
【００１７】例えば５ディスク・ドライブを含むＲＡＩ
Ｄ５システムでは、ブロックの第１ストライプのパリテ
ィ情報は第５ドライブへ書込まれ、ブロックの第２スト
ライプのパリティ情報は第４ドライブへ書込まれ、ブロ
ックの第３ストライプのパリティ情報は第３ドライブへ
書込まれ、等々である。以後のストライプのパリティ情
報は標準的にはらせん状パターンで（他のパターンを使
用してもよいが）、ディスク・ドライブを進行する。
Ｄ５システムでは、ブロックの第１ストライプのパリテ
ィ情報は第５ドライブへ書込まれ、ブロックの第２スト
ライプのパリティ情報は第４ドライブへ書込まれ、ブロ
ックの第３ストライプのパリティ情報は第３ドライブへ
書込まれ、等々である。以後のストライプのパリティ情
報は標準的にはらせん状パターンで（他のパターンを使
用してもよいが）、ディスク・ドライブを進行する。
【００１８】従って、単一のディスク・ドライブがパリ
ティ情報を記憶するのには使用されず、ＲＡＩＤ４構成
の障害は除去される。ＲＡＩＤ５システムの例はクラー
ク他への米国特許第４，７５１，７８５号に記述されて
いる。
ティ情報を記憶するのには使用されず、ＲＡＩＤ４構成
の障害は除去される。ＲＡＩＤ５システムの例はクラー
ク他への米国特許第４，７５１，７８５号に記述されて
いる。
【００１９】ＲＡＩＤ４システムのように、ＲＡＩＤ５
システムの制約は、データ・ブロック中の変更は２回の
読取と２回の書込操作を含む読取−変更−書込列を必要
とすることで、旧パリティ・ブロックと旧データ・ブロ
ックを読取ってＸＯＲしなければならず、結果の和を新
たなデータとＸＯＲしなければならない。データ及びパ
リティ・ブロックの両方をディスク・ドライブへ再書込
しなければならない。２回の読取操作は２回の書込操作
と同様に並列に実行してもよいが、ＲＡＩＤ４又はＲＡ
ＩＤ５システム中のデータのブロックの修正は従来のデ
ィスクの同様の操作より相当長くかかる。従来のディス
クは予備的な読取操作を必要とせず、従って書込操作を
実行するためにはディスク・ドライブが従前の位置へ回
転することを待機しなければならない。回転潜在時間の
みで標準的なデータ変更操作に要する時間の約５０％に
達する。さらに、２個のディスク記憶装置が各データ変
更操作の時間に関係し、全体としてのシステムのスルー
プットを制限する。
システムの制約は、データ・ブロック中の変更は２回の
読取と２回の書込操作を含む読取−変更−書込列を必要
とすることで、旧パリティ・ブロックと旧データ・ブロ
ックを読取ってＸＯＲしなければならず、結果の和を新
たなデータとＸＯＲしなければならない。データ及びパ
リティ・ブロックの両方をディスク・ドライブへ再書込
しなければならない。２回の読取操作は２回の書込操作
と同様に並列に実行してもよいが、ＲＡＩＤ４又はＲＡ
ＩＤ５システム中のデータのブロックの修正は従来のデ
ィスクの同様の操作より相当長くかかる。従来のディス
クは予備的な読取操作を必要とせず、従って書込操作を
実行するためにはディスク・ドライブが従前の位置へ回
転することを待機しなければならない。回転潜在時間の
みで標準的なデータ変更操作に要する時間の約５０％に
達する。さらに、２個のディスク記憶装置が各データ変
更操作の時間に関係し、全体としてのシステムのスルー
プットを制限する。
【００２０】書込性能のペナルティにも係らず、ＲＡＩ
Ｄ５型式のシステムは、冗長度に対する低いオーバーヘ
ッド・コスト、良好な読取性能、まあまあの書込性能と
共に高データ信頼性を与えるため、非常に一般的になっ
てきている。
Ｄ５型式のシステムは、冗長度に対する低いオーバーヘ
ッド・コスト、良好な読取性能、まあまあの書込性能と
共に高データ信頼性を与えるため、非常に一般的になっ
てきている。
【００２１】ＲＡＩＤ５構成はＯＬＴＰコンピュータ・
システムで特別な有用性を有している。多くのＯＬＴＰ
システムは高利用度システムでなければならない、すな
わちシステムの完全な故障は低確率を有することを意味
する。高利用度は、低い平均修理時間（ＭＴＴＲ）の対
故障設計を有する高信頼性部品を使用し、部品の故障が
システムの能力を減少させるが全体システムの故障を発
生させない「段階的」劣化を設計することにより達成可
能である。
システムで特別な有用性を有している。多くのＯＬＴＰ
システムは高利用度システムでなければならない、すな
わちシステムの完全な故障は低確率を有することを意味
する。高利用度は、低い平均修理時間（ＭＴＴＲ）の対
故障設計を有する高信頼性部品を使用し、部品の故障が
システムの能力を減少させるが全体システムの故障を発
生させない「段階的」劣化を設計することにより達成可
能である。
【００２２】ＲＡＩＤシステムの主要な特徴は対故障性
であるが、このような能力のみが高利用度システムを保
証するものではない。記憶装置が故障した場合、全体シ
ステム操作は故障した記憶装置を取替えてその上の情報
を復元するまで続行不能である。ＲＡＩＤ構成中の記憶
装置が故障すると、代替記憶装置を故障した記憶装置に
置換え（１組以上の予備から手動で又は電子的に切替え
る）、各パリティ・ブロックを冗長群中の残りの記憶装
置ドライブからの全ての対応するデータ・ブロックとＸ
ＯＲすることにより「失れた」データを代替記憶装置上
に再構成することを当該技術は教示している。このよう
な再構成はパリティ情報が正しいことを仮定している。
であるが、このような能力のみが高利用度システムを保
証するものではない。記憶装置が故障した場合、全体シ
ステム操作は故障した記憶装置を取替えてその上の情報
を復元するまで続行不能である。ＲＡＩＤ構成中の記憶
装置が故障すると、代替記憶装置を故障した記憶装置に
置換え（１組以上の予備から手動で又は電子的に切替え
る）、各パリティ・ブロックを冗長群中の残りの記憶装
置ドライブからの全ての対応するデータ・ブロックとＸ
ＯＲすることにより「失れた」データを代替記憶装置上
に再構成することを当該技術は教示している。このよう
な再構成はパリティ情報が正しいことを仮定している。
【００２３】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、記憶装
置の故障に関係しない状況でデータは失れる。例えば、
書込操作中に一時的な「故障」（停電又はコントローラ
故障）が記憶装置に発生した場合、データ又は対応する
パリティ情報が正しく書込まれ、正当である保証はな
い。データ及びその関連パリティを更新するために２回
のＩ／Ｏ操作が必要であるため、システム終了前にどち
らのＩ／Ｏ操作が完了したかを決定することは困難であ
る。従って、書込まれているデータは間違っている可能
性がある。さらに、他の記憶装置上に記憶したパリティ
情報のあるものが間違いの後にある記憶装置が完全に故
障した場合、故障した記憶装置は良好なデータで完全に
は再構成できない。
置の故障に関係しない状況でデータは失れる。例えば、
書込操作中に一時的な「故障」（停電又はコントローラ
故障）が記憶装置に発生した場合、データ又は対応する
パリティ情報が正しく書込まれ、正当である保証はな
い。データ及びその関連パリティを更新するために２回
のＩ／Ｏ操作が必要であるため、システム終了前にどち
らのＩ／Ｏ操作が完了したかを決定することは困難であ
る。従って、書込まれているデータは間違っている可能
性がある。さらに、他の記憶装置上に記憶したパリティ
情報のあるものが間違いの後にある記憶装置が完全に故
障した場合、故障した記憶装置は良好なデータで完全に
は再構成できない。
【００２４】この問題を解決するため当該技術で教示さ
れている１つの方法はクラーク他への米国特許第４，７
６１，７８５号に記載されている。この引例は各データ
・ブロックと対応するパリティ・ブロックに記憶したバ
ージョン番号を用いることを教示している。あるデータ
・ブロックの書込操作が完了した時、データ・ブロック
と対応するパリティ・ブロック中のバージョン番号は等
しい。失れたレコードの復元中、データ・ブロックとパ
リティ・ブロックの同期を保証するためバージョン番号
を検査する。正しい同期のない強制復元は予測不能なデ
ータを発生する。しかしながら、バージョン番号の更新
は正常動作中の処理オーバーヘッドを必要とすると共
に、各ブロックにバージョン番号を記憶させる必要性の
ため容量がわずかに減少する。
れている１つの方法はクラーク他への米国特許第４，７
６１，７８５号に記載されている。この引例は各データ
・ブロックと対応するパリティ・ブロックに記憶したバ
ージョン番号を用いることを教示している。あるデータ
・ブロックの書込操作が完了した時、データ・ブロック
と対応するパリティ・ブロック中のバージョン番号は等
しい。失れたレコードの復元中、データ・ブロックとパ
リティ・ブロックの同期を保証するためバージョン番号
を検査する。正しい同期のない強制復元は予測不能なデ
ータを発生する。しかしながら、バージョン番号の更新
は正常動作中の処理オーバーヘッドを必要とすると共
に、各ブロックにバージョン番号を記憶させる必要性の
ため容量がわずかに減少する。
【００２５】それ故、一時的な「故障」時でさえもＲＡ
ＩＤシステム中で正しいパリティ情報が発生することを
保証する簡単な方法の必要性が存在する。又、このよう
なパリティ情報の復元が、全体のシステム動作は正常に
続行しつつ「オンライン」で実行可能であるＲＡＩＤシ
ステムを有することも望ましい。又、前記パリティ情報
の復元が正常動作時に余分な処理オーバーヘッドなしで
実行可能なＲＡＩＤシステムを有することも望ましい。
ＩＤシステム中で正しいパリティ情報が発生することを
保証する簡単な方法の必要性が存在する。又、このよう
なパリティ情報の復元が、全体のシステム動作は正常に
続行しつつ「オンライン」で実行可能であるＲＡＩＤシ
ステムを有することも望ましい。又、前記パリティ情報
の復元が正常動作時に余分な処理オーバーヘッドなしで
実行可能なＲＡＩＤシステムを有することも望ましい。
【００２６】本発明は２つのこのような方法を提供す
る。
る。
【００２７】
【課題を解決するための手段】本発明は一時的な記憶装
置故障により発生した書込障害後に記憶装置へ正しいデ
ータを復元する２つの方法を提供する。どちらの方法も
オンラインで実行でき、冗長アレイ・システムの正常動
作には殆んど中断を与えず、かつ正常動作時には余分な
処理を必要としない。
置故障により発生した書込障害後に記憶装置へ正しいデ
ータを復元する２つの方法を提供する。どちらの方法も
オンラインで実行でき、冗長アレイ・システムの正常動
作には殆んど中断を与えず、かつ正常動作時には余分な
処理を必要としない。
【００２８】第１の望ましい方法は、以下の段階を含
む。 （１）一時的故障が発生した時書込まれていたストライ
プに対して、ストライプ中の全てのデータ・ブロックを
用いて（故障前に書込まれていた多分破壊されたデータ
・ブロックを含めて）関係冗長ブロック（そのデータ・
ブロックについての冗長ブロック）を再計算し、 （２）再計算した冗長ブロックを記憶させ、 （３）中断された書込操作をＣＰＵから再発行し、 （４）再発行した書込操作を正常に実行する（すなわ
ち、破壊されたデータ・ブロックを新たなデータ・ブロ
ックで重ね書きし、再計算した冗長ブロックを更新す
る）。
む。 （１）一時的故障が発生した時書込まれていたストライ
プに対して、ストライプ中の全てのデータ・ブロックを
用いて（故障前に書込まれていた多分破壊されたデータ
・ブロックを含めて）関係冗長ブロック（そのデータ・
ブロックについての冗長ブロック）を再計算し、 （２）再計算した冗長ブロックを記憶させ、 （３）中断された書込操作をＣＰＵから再発行し、 （４）再発行した書込操作を正常に実行する（すなわ
ち、破壊されたデータ・ブロックを新たなデータ・ブロ
ックで重ね書きし、再計算した冗長ブロックを更新す
る）。
【００２９】第１段階は全記憶装置上に対応するデータ
・ブロックの正しい冗長ブロックを作成する。再発行し
た書込操作を実行することにより、古い（そして多分破
壊された）データ・ブロックを再計算冗長ブロックから
「減算」させる。未破壊の新たなデータ・ブロックが旧
データ・ブロック上に書込まれ、再計算された冗長ブロ
ックへ「加算」されて新たな訂正冗長ブロックを作成す
る。新たな訂正冗長ブロックは適当な記憶装置へ書込ま
れる。
・ブロックの正しい冗長ブロックを作成する。再発行し
た書込操作を実行することにより、古い（そして多分破
壊された）データ・ブロックを再計算冗長ブロックから
「減算」させる。未破壊の新たなデータ・ブロックが旧
データ・ブロック上に書込まれ、再計算された冗長ブロ
ックへ「加算」されて新たな訂正冗長ブロックを作成す
る。新たな訂正冗長ブロックは適当な記憶装置へ書込ま
れる。
【００３０】第２の望ましい方法は、以下の段階を含
む。 （１）中断された書込操作をＣＰＵへ再発行し、 （２）一時的故障が発生した時書込まれていたストライ
プに対しては、ストライプ中の全てのデータ・ブロック
を用いて（故障前に書込まれていた多分破壊されたデー
タ・ブロックを除いて）新たな冗長ブロックを計算し、 （３）多分破壊された旧冗長ブロック上に計算した冗長
ブロックを書込み、 （４）多分破壊された旧データ・ブロック上に新たにデ
ータ・ブロックを書込む。
む。 （１）中断された書込操作をＣＰＵへ再発行し、 （２）一時的故障が発生した時書込まれていたストライ
プに対しては、ストライプ中の全てのデータ・ブロック
を用いて（故障前に書込まれていた多分破壊されたデー
タ・ブロックを除いて）新たな冗長ブロックを計算し、 （３）多分破壊された旧冗長ブロック上に計算した冗長
ブロックを書込み、 （４）多分破壊された旧データ・ブロック上に新たにデ
ータ・ブロックを書込む。
【００３１】本発明の望ましい実施例の詳細は添附した
図面と以下の説明に記述されている。一旦本発明が知ら
れると、多くの追加の新考案や変更が当業者には明かと
なる。
図面と以下の説明に記述されている。一旦本発明が知ら
れると、多くの追加の新考案や変更が当業者には明かと
なる。
【００３２】
【実施例】この説明を通して、以下に示す望ましい実施
例と例示は本発明の方法に対する制約ではなく、単なる
例示として考えるべきである。
例と例示は本発明の方法に対する制約ではなく、単なる
例示として考えるべきである。
【００３３】背景情報 図１は本発明による一般化ＲＡＩＤシステムのブロック
図である。バス２によりアレイ・コントローラ３へ結合
したＣＰＵ１が図示してある。アレイ・コントローラ３
はＩ／Ｏバス（例えばＳＣＳＩバス）により複数個の記
憶装置Ｓ１−Ｓ５（５個は単なる１例として図示してあ
る）の各々へ結合される。アレイ・コントローラ３は記
憶装置を制御するためＣＰＵ１とは独立に動作可能な別
個のプログラム可能なマルチタスク・プロセッサ（例え
ばカリフォルニア州サニーベイルのＭＩＰＳ社作成のＭ
ＩＰＳ Ｒ３０００ ＲＩＳＣプロセッサ）を含むこと
が望ましい。本発明はコントローラ３により実行される
マルチタスク・コンピュータ・プログラムとして実装さ
れることが望ましい。
図である。バス２によりアレイ・コントローラ３へ結合
したＣＰＵ１が図示してある。アレイ・コントローラ３
はＩ／Ｏバス（例えばＳＣＳＩバス）により複数個の記
憶装置Ｓ１−Ｓ５（５個は単なる１例として図示してあ
る）の各々へ結合される。アレイ・コントローラ３は記
憶装置を制御するためＣＰＵ１とは独立に動作可能な別
個のプログラム可能なマルチタスク・プロセッサ（例え
ばカリフォルニア州サニーベイルのＭＩＰＳ社作成のＭ
ＩＰＳ Ｒ３０００ ＲＩＳＣプロセッサ）を含むこと
が望ましい。本発明はコントローラ３により実行される
マルチタスク・コンピュータ・プログラムとして実装さ
れることが望ましい。
【００３４】記憶装置Ｓ１−Ｓ５は１個以上の冗長群に
分けられる。以下に説明する図示例では、冗長群は説明
の簡単のため全ての記憶装置Ｓ１−Ｓ５を含む。
分けられる。以下に説明する図示例では、冗長群は説明
の簡単のため全ての記憶装置Ｓ１−Ｓ５を含む。
【００３５】図２Ａは初期状態を示したモデルＲＡＩＤ
システムの図である。図示のアレイは５個の記憶装置Ｓ
１−Ｓ５を含む。各行Ａ−Ｈはストライプである。冗長
ブロックは丸付番号により示され、アレイ中に分散され
ている。ストライプ内の各記憶単位として、簡単のため
１ビット「ブロック」を図示してある。各ブロックはこ
れに代わってバイト、セクタ又はセクタ群のように他の
任意のサイズの単位でもよい。
システムの図である。図示のアレイは５個の記憶装置Ｓ
１−Ｓ５を含む。各行Ａ−Ｈはストライプである。冗長
ブロックは丸付番号により示され、アレイ中に分散され
ている。ストライプ内の各記憶単位として、簡単のため
１ビット「ブロック」を図示してある。各ブロックはこ
れに代わってバイト、セクタ又はセクタ群のように他の
任意のサイズの単位でもよい。
【００３６】現代のＲＡＩＤシステムでは、いくつかの
書込操作を「スタック」することができ、したがってこ
のような書込操作が中断されるといくつかのストライプ
が破壊され得る。簡単のため以下の説明は単一のストラ
イプを復元することについて行う。しかしながら、本発
明は一時的故障後に複数個のストライプを復元するより
一般的な場合にも適用できることを理解すべきである。
書込操作を「スタック」することができ、したがってこ
のような書込操作が中断されるといくつかのストライプ
が破壊され得る。簡単のため以下の説明は単一のストラ
イプを復元することについて行う。しかしながら、本発
明は一時的故障後に複数個のストライプを復元するより
一般的な場合にも適用できることを理解すべきである。
【００３７】図２Ｂは図２Ａと同じＲＡＩＤモデルを図
示するが、ストライプＣへの書込中に一時的故障が発生
している（Ｘが破壊データ及び／又は冗長ブロックを表
わす）。故障のため、ＣＰＵ１からのデータ又は対応す
る冗長情報は正しく書込まれ、正当である保証はない。
このような故障は、例えば記憶装置Ｓ１又は全ての記憶
装置への停電、又はコントローラ３の故障から発生しう
る。
示するが、ストライプＣへの書込中に一時的故障が発生
している（Ｘが破壊データ及び／又は冗長ブロックを表
わす）。故障のため、ＣＰＵ１からのデータ又は対応す
る冗長情報は正しく書込まれ、正当である保証はない。
このような故障は、例えば記憶装置Ｓ１又は全ての記憶
装置への停電、又はコントローラ３の故障から発生しう
る。
【００３８】このような一時的故障を検出し、故障原因
を正した後、本発明のどちらかの方式を用いて損傷スト
ライプを正しく復元できる。
を正した後、本発明のどちらかの方式を用いて損傷スト
ライプを正しく復元できる。
【００３９】第１の望ましい方法 図３は本発明の第１の望ましい実施例の復元過程の段階
を表わす高レベルのフローチャートである。図３に示し
た段階は以下で説明される。
を表わす高レベルのフローチャートである。図３に示し
た段階は以下で説明される。
【００４０】一時的故障が発生した時書込まれていた各
ストライプ（図２ＡのストライプＣ）に対して、関連す
る冗長ブロック（図２ＢのＳ３上）はストライプ中の全
データ・ブロック（故障の前に書込まれていた破壊の可
能性のあるデータ・ブロックを含めて）を用いて再計算
される。
ストライプ（図２ＡのストライプＣ）に対して、関連す
る冗長ブロック（図２ＢのＳ３上）はストライプ中の全
データ・ブロック（故障の前に書込まれていた破壊の可
能性のあるデータ・ブロックを含めて）を用いて再計算
される。
【００４１】望ましい実施例で冗長ブロックを再計算す
るため、アレイ中のストライプＣの記憶装置Ｓ１、Ｓ
２、Ｓ４、Ｓ５からデータ・ブロックが読取られ（段階
３０）、ＸＯＲされる（段階３１）。この第１段階は、
Ｓ１上のデータ・ブロックが「０」又は「１」のどちら
に係らず、全記憶装置上の対応データ・ブロックの現実
の値に対して正当な冗長ブロックを作成する。再計算さ
れた冗長ブロックはアレイの対応位置（ストライプＣ上
のＳ３）に記憶されるか、又は高速処理用の「スクラッ
チパッド」メモリ域にセーブされる（段階３２）。
るため、アレイ中のストライプＣの記憶装置Ｓ１、Ｓ
２、Ｓ４、Ｓ５からデータ・ブロックが読取られ（段階
３０）、ＸＯＲされる（段階３１）。この第１段階は、
Ｓ１上のデータ・ブロックが「０」又は「１」のどちら
に係らず、全記憶装置上の対応データ・ブロックの現実
の値に対して正当な冗長ブロックを作成する。再計算さ
れた冗長ブロックはアレイの対応位置（ストライプＣ上
のＳ３）に記憶されるか、又は高速処理用の「スクラッ
チパッド」メモリ域にセーブされる（段階３２）。
【００４２】以後、ＣＰＵ１により実行されていた中断
書込操作からの正しいデータ・ブロックがストライプＣ
（この例では）上のＳ１上の記憶に対してアレイ・コン
トローラ３へ再発行される（段階３３）。書込操作は正
常な方法で実行される。すなわち、再計算された冗長ブ
ロック（ストライプＣ上のＳ３又はスクラッチパッド・
メモリから）と旧「データ」ブロック（ストライプＣ上
のＳ１から）がアレイから読取られ（段階３４）、再計
算された冗長ブロックが旧「データ」ブロックを「減
算」（望ましい実施例ではＸＯＲし）、新たなデータ・
ブロックを「加算する」（ＸＯＲする）（段階３５）。
新たな冗長ブロックと新たなデータ・ブロックは次いで
アレイの適当な記憶装置に記憶される（段階３６）。
書込操作からの正しいデータ・ブロックがストライプＣ
（この例では）上のＳ１上の記憶に対してアレイ・コン
トローラ３へ再発行される（段階３３）。書込操作は正
常な方法で実行される。すなわち、再計算された冗長ブ
ロック（ストライプＣ上のＳ３又はスクラッチパッド・
メモリから）と旧「データ」ブロック（ストライプＣ上
のＳ１から）がアレイから読取られ（段階３４）、再計
算された冗長ブロックが旧「データ」ブロックを「減
算」（望ましい実施例ではＸＯＲし）、新たなデータ・
ブロックを「加算する」（ＸＯＲする）（段階３５）。
新たな冗長ブロックと新たなデータ・ブロックは次いで
アレイの適当な記憶装置に記憶される（段階３６）。
【００４３】再発行した書込操作を実行することによ
り、旧（多分破壊された）データ・ブロックは再計算し
た冗長ブロックから「減算」される。未破壊新規データ
・ブロックは旧データ・ブロック上に書込まれ、再計算
した冗長ブロックへ「加算」されて新たな訂正冗長ブロ
ックを作成する。新たな訂正冗長ブロックは適当な記憶
装置へ書込まれる。影響を受けた各ストライプを訂正し
た後、アレイは正常に使用される。
り、旧（多分破壊された）データ・ブロックは再計算し
た冗長ブロックから「減算」される。未破壊新規データ
・ブロックは旧データ・ブロック上に書込まれ、再計算
した冗長ブロックへ「加算」されて新たな訂正冗長ブロ
ックを作成する。新たな訂正冗長ブロックは適当な記憶
装置へ書込まれる。影響を受けた各ストライプを訂正し
た後、アレイは正常に使用される。
【００４４】当該技術で公知なように、復元操作に関係
する記憶装置は「ロック」され、同時操作のＩ／Ｏタス
クが復元過程に影響を与えないようにすることが望まし
い。
する記憶装置は「ロック」され、同時操作のＩ／Ｏタス
クが復元過程に影響を与えないようにすることが望まし
い。
【００４５】第２の望ましい実施例 図４は本発明の第２の望ましい実施例の復元過程を表わ
すフローチャートである。図４に示す各段階を以下に説
明する。
すフローチャートである。図４に示す各段階を以下に説
明する。
【００４６】影響された各ストライプに対し、ＣＰＵＩ
により実行されていて中断された書込操作からの正当な
データ・ブロックは記憶用にアレイ・コントローラ３へ
再発行される（段階４０）。一時的故障が発生した時書
込まれていたストライプ（図２ＡのストライプＣ）に対
しては、ストライプ中の全ての正当なデータ・ブロック
（ただし、故障前に書込まれていた多分破壊されている
データ・ブロックを除いて。もちろん、そのストライプ
の冗長ブロックも除いて）を使用して新たな冗長ブロッ
クが計算される。
により実行されていて中断された書込操作からの正当な
データ・ブロックは記憶用にアレイ・コントローラ３へ
再発行される（段階４０）。一時的故障が発生した時書
込まれていたストライプ（図２ＡのストライプＣ）に対
しては、ストライプ中の全ての正当なデータ・ブロック
（ただし、故障前に書込まれていた多分破壊されている
データ・ブロックを除いて。もちろん、そのストライプ
の冗長ブロックも除いて）を使用して新たな冗長ブロッ
クが計算される。
【００４７】新たな冗長ブロックを計算するため、アレ
イ中のストライプＣの記憶装置Ｓ２、Ｓ４、Ｓ５からデ
ータ・ブロックが読取られ（段階４０）、新たなデータ
・ブロックとＸＯＲ（望ましい実施例では）される（段
階４１）。この第１段階は全ての記憶装置上の対応する
正しいデータ・ブロックの実際の値と新たなデータ・ブ
ロックに対して正しい冗長ブロックを作成する。
イ中のストライプＣの記憶装置Ｓ２、Ｓ４、Ｓ５からデ
ータ・ブロックが読取られ（段階４０）、新たなデータ
・ブロックとＸＯＲ（望ましい実施例では）される（段
階４１）。この第１段階は全ての記憶装置上の対応する
正しいデータ・ブロックの実際の値と新たなデータ・ブ
ロックに対して正しい冗長ブロックを作成する。
【００４８】以後、新たな冗長ブロックはアレイの対応
する冗長ブロック位置（ストライプＣのＳ３）へ記憶さ
れ、新たなデータ・ブロックはアレイの適当な記憶装置
（ストライプＣのＳ１）へ記憶される（段階４３）。影
響を受けた各ストライプを訂正した後、アレイは正常に
使用される。
する冗長ブロック位置（ストライプＣのＳ３）へ記憶さ
れ、新たなデータ・ブロックはアレイの適当な記憶装置
（ストライプＣのＳ１）へ記憶される（段階４３）。影
響を受けた各ストライプを訂正した後、アレイは正常に
使用される。
【００４９】再び、復元操作に関係する記憶装置は「ロ
ック」され、同時操作のＩ／Ｏタスクが復元過程に影響
しないことが望ましい。
ック」され、同時操作のＩ／Ｏタスクが復元過程に影響
しないことが望ましい。
【００５０】他の実施例 上述した両方の方法で、アレイ故障時にＣＰＵ１が１つ
以上の未解決書込要求を再発行できない可能性が存在す
る（例えばＣＰＵ１の何らかの故障）。記憶装置の冗長
データは故障時に変更されていない各ストライプのデー
タ・ブロック中の正しいユーザ・データと矛盾のないも
のであることを保証することは依然必要である。こうし
ないと、以後の誤りは訂正不能である。それ故、故障に
より影響された各ストライプの冗長ブロックは、ストラ
イプ中の各データ・ブロック（破壊したデータ・ブロッ
クを含む）を読取り、このデータ・ブロックから新たな
冗長ブロックを発生し、新たな冗長ブロックをストライ
プ中の適正な位置へ記憶することにより復元される（す
なわち基本的には上述の段階３０、３１、３２を実行す
る）。このような復元は、少なくとも故障に影響されな
いストライプに対してはアレイが正常に機能し続けてい
る間はこのような復元は別なタスクとしてオンラインで
実行される。
以上の未解決書込要求を再発行できない可能性が存在す
る（例えばＣＰＵ１の何らかの故障）。記憶装置の冗長
データは故障時に変更されていない各ストライプのデー
タ・ブロック中の正しいユーザ・データと矛盾のないも
のであることを保証することは依然必要である。こうし
ないと、以後の誤りは訂正不能である。それ故、故障に
より影響された各ストライプの冗長ブロックは、ストラ
イプ中の各データ・ブロック（破壊したデータ・ブロッ
クを含む）を読取り、このデータ・ブロックから新たな
冗長ブロックを発生し、新たな冗長ブロックをストライ
プ中の適正な位置へ記憶することにより復元される（す
なわち基本的には上述の段階３０、３１、３２を実行す
る）。このような復元は、少なくとも故障に影響されな
いストライプに対してはアレイが正常に機能し続けてい
る間はこのような復元は別なタスクとしてオンラインで
実行される。
【００５１】上述の処理は、一時的故障により影響され
た各ストライプ中の冗長ブロックを復元し、従ってスト
ライプ中のデータ・ブロックへの以後の変更が正しいも
のであることを保証するが、故障時に書かれていたデー
タを完全に復元することが望ましい。それ故、より大き
な信頼性を与えるため、本発明のＲＡＩＤシステムのコ
ントローラ３は、各書込操作が完了するまでＣＰＵ１か
らの書込要求を一時的に記憶するデータ・バッファとし
て不揮発記憶素子（例えば電池駆動のＲＡＭ）を含むこ
とが望ましい。上述のように一時的故障が発生した場
合、コントローラ３は最初に不揮発記憶素子から書込デ
ータを得ようとする。何らかの理由でこの動作が失敗し
た場合、コントローラ３はＣＰＵ１から書込データを得
ようとする。
た各ストライプ中の冗長ブロックを復元し、従ってスト
ライプ中のデータ・ブロックへの以後の変更が正しいも
のであることを保証するが、故障時に書かれていたデー
タを完全に復元することが望ましい。それ故、より大き
な信頼性を与えるため、本発明のＲＡＩＤシステムのコ
ントローラ３は、各書込操作が完了するまでＣＰＵ１か
らの書込要求を一時的に記憶するデータ・バッファとし
て不揮発記憶素子（例えば電池駆動のＲＡＭ）を含むこ
とが望ましい。上述のように一時的故障が発生した場
合、コントローラ３は最初に不揮発記憶素子から書込デ
ータを得ようとする。何らかの理由でこの動作が失敗し
た場合、コントローラ３はＣＰＵ１から書込データを得
ようとする。
【００５２】概要 従って本発明は、一時的「故障」時にさえも正しい冗長
情報がＲＡＩＤシステムで発生されることを保証する２
つの簡単な方法を提供する。復元操作時の各影響記憶装
置のロックと同時タスクとしての実装のため、どちらの
方法も冗長アレイ・システムの正常動作に殆んど中断を
与えずオンラインで使用可能であり、かつ正常動作時に
付加処理を必要としない。
情報がＲＡＩＤシステムで発生されることを保証する２
つの簡単な方法を提供する。復元操作時の各影響記憶装
置のロックと同時タスクとしての実装のため、どちらの
方法も冗長アレイ・システムの正常動作に殆んど中断を
与えずオンラインで使用可能であり、かつ正常動作時に
付加処理を必要としない。
【００５３】本発明の多くの実施例を記述した。それに
も係らず、本発明の要旨と範囲から逸脱することなく多
くの変更が加えられることを理解すべきである。例え
ば、本発明はＲＡＩＤ３、ＲＡＩＤ４、又はＲＡＩＤ５
システムに使用可能である。さらに、ＸＯＲ生成パリテ
ィに加えて又はその代りに誤り訂正法を必要な冗長情報
に使用してもよい。リード・ソロモン・コードを用いた
１つのこのような方法は、本発明の譲受人に譲渡された
「アレイ型ディスク・ドライブ・システムとその方法」
という名称の１９８８年１１月１４日提出の米国特願一
連番号第２７０，７１３号に開示されている。この引例
に教示された構造と方法により、ＸＯＲとリード・ソロ
モン（又は他のシステム）冗長度を用いた場合２個の記
憶装置の喪失に適応できる。従って、本発明は特定の図
示実施例により限定されるものではなく、添附特許請求
の範囲によってのみ限定されるものと理解すべきであ
る。
も係らず、本発明の要旨と範囲から逸脱することなく多
くの変更が加えられることを理解すべきである。例え
ば、本発明はＲＡＩＤ３、ＲＡＩＤ４、又はＲＡＩＤ５
システムに使用可能である。さらに、ＸＯＲ生成パリテ
ィに加えて又はその代りに誤り訂正法を必要な冗長情報
に使用してもよい。リード・ソロモン・コードを用いた
１つのこのような方法は、本発明の譲受人に譲渡された
「アレイ型ディスク・ドライブ・システムとその方法」
という名称の１９８８年１１月１４日提出の米国特願一
連番号第２７０，７１３号に開示されている。この引例
に教示された構造と方法により、ＸＯＲとリード・ソロ
モン（又は他のシステム）冗長度を用いた場合２個の記
憶装置の喪失に適応できる。従って、本発明は特定の図
示実施例により限定されるものではなく、添附特許請求
の範囲によってのみ限定されるものと理解すべきであ
る。
【図１】本発明による一般化ＲＡＩＤシステムのブロッ
ク図。
ク図。
【図２】Ａは初期状態を示すモデルＲＡＩＤ５システム
の図。Ｂは１つの記憶装置上の損傷データ・ブロックを
示すモデルＲＡＩＤ５システムの図。
の図。Ｂは１つの記憶装置上の損傷データ・ブロックを
示すモデルＲＡＩＤ５システムの図。
【図３】本発明の第１の望ましい実施例の復元過程を表
わすフローチャートを示す図。
わすフローチャートを示す図。
【図４】本発明の第２の望ましい実施例の復元過程を表
わすフローチャートを示す図。
わすフローチャートを示す図。
１ ＣＰＵ ２ バス ３ アレイ・コントローラ Ｓ１，Ｓ２，Ｓ３，Ｓ４，Ｓ５ 記憶装置
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 デビッド ゴードン アメリカ合衆国コロラド州ボウルダー, ナンバー エイ 262，サーティース ストリート 1630 (56)参考文献 特開 昭62−293355（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−194457（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−21525（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−81123（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−90254（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−291011（ＪＰ，Ａ) 特表 平３−505868（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 3/06 G06F 12/16
Claims (30)
- 【請求項１】 コントローラに接続したデータ記憶装置
の冗長アレイにおいて、データ記憶装置は複数個のデー
タ・ブロックと少なくとも１個の関係冗長ブロックを含
む少なくとも１個のストライプを有し、データ変更操作
時のデータ記憶装置の一時的故障により生じた前記ブロ
ックのどれかにおける破壊の可能性の後に、正しいデー
タ・ブロックと少くとも１個の関係冗長ブロックを各デ
ータ記憶装置ストライプへ復元する方法であって、 イ．多分破壊されたブロックを含む各ストライプの中
の、多分破壊されたデータ・ブロックを含む全てのデー
タ・ブロックをアクセスする段階と、 ロ．アクセスされたブロックから少なくとも１個の冗長
ブロックを計算する段階と、 ハ．計算された少なくとも１個の冗長ブロックをセーブ
する段階と、 ニ．記憶装置の冗長アレイへデータ変更操作からの正し
いデータ・ブロックを記憶用に再発行する段階と、 ホ．セーブされた少なくとも１個の計算された冗長ブロ
ックを更新する段階と、 ヘ．更新された少なくとも１個の冗長ブロックと正しい
データ・ブロックを当該ストライプに記憶する段階とを
含んでなる方法。 - 【請求項２】 請求項１記載の方法において、各ストラ
イプの少なくとも１個の冗長ブロックはパリティ情報を
含み、前記冗長ブロックを計算する段階はアクセスした
ブロックを排他ＯＲする段階を含む方法。 - 【請求項３】 請求項１記載の方法において、前記セー
ブされた少なくとも１個の計算された冗長ブロックはパ
リティ情報を含み、前記冗長ブロックを更新する段階
は、 イ．多分破壊されたデータ・ブロックをアクセスする段
階と、 ロ．アクセスされたデータ・ブロックを前記セーブされ
た冗長ブロック及び前記再発行された正しいデータ・ブ
ロックと排他ＯＲして新たな冗長ブロックを発生する段
階とを含む方法。 - 【請求項４】 請求項１記載の方法において、請求項１
の各段階を他の入出力タスクと同時にタスクとして実行
する段階をさらに含む方法。 - 【請求項５】 請求項４記載の方法において、復元過程
の間読み取られ又は変更される各ブロックをロックする
段階をさらに含む方法。 - 【請求項６】 請求項１記載の方法において、データ変
更操作が完了するまで冗長アレイへ発行された各データ
変更操作を不揮発性記憶素子へ記憶させる段階をさらに
含む方法。 - 【請求項７】 コントローラに接続したデータ記憶装置
の冗長アレイにおいて、データ記憶装置は複数個のデー
タ・ブロックと少なくとも１個の関係冗長ブロックとを
含む少なくとも１個のストライプを有し、データ変更操
作時のデータ記憶装置の一時的故障により生じた前記ブ
ロックのどれかにおける破壊の可能性の後に正しいデー
タ・ブロックと少なくとも１個の関係冗長ブロックを各
データ記憶装置ストライプへオンライン復元する方法で
あって、 イ．データ変更操作からの正しいデータ・ブロックを記
憶装置の冗長アレイへ記憶用に再発行する段階と、 ロ．多分破壊されたブロックを含むストライプ中の全て
の未破壊データ・ブロックをアクセスする段階と、 ハ．アクセスされたブロックと再発行された正しいデー
タ・ブロックから少なくとも１個の冗長ブロックを計算
する段階と、 ニ．計算された少なくとも１個の冗長ブロックと正しい
データ・ブロックを当該ストライプに記憶させる段階
と、ホ．復元を他の入出力タスクと同時にタスクとして実行
する段階と を含んでなる方法。 - 【請求項８】 請求項７記載の方法において、各ストラ
イプの少なくとも１個の冗長ブロックはパリティ情報を
含み、前記冗長ブロックを計算する段階はアクセスされ
たブロックを再発行した正しいデータ・ブロックと排他
ＯＲする段階を含む方法。 - 【請求項９】 請求項７記載の方法において、復元過程
の間読み取られ又は変更される各ブロックをロックする
段階をさらに含む方法。 - 【請求項１０】 請求項７記載の方法において、データ
変更操作が完了するまで冗長アレイへ発行された各デー
タ変更操作を不揮発性記憶素子へ記憶させる段階をさら
に含む方法。 - 【請求項１１】 コントローラに接続したデータ記憶装
置の冗長アレイにおいて、データ記憶装置は複数個のデ
ータ・ブロックと少なくとも１個の関係冗長ブロックと
を含む少なくとも１個のストライプを有し、データ変更
操作時のデータ記憶装置の一時的故障により生じた前記
ストライプ中のデータ・ブロック及び／又は前記冗長ブ
ロックにおける破壊の可能性の後に各データ記憶装置ス
トライプへ少なくとも１個の正しい関係冗長ブロックを
復元する方法であって、 イ．多分破壊されたブロックを含む各ストライプ中の多
分破壊されたデータ・ブロックを含む全てのデータ・ブ
ロックをアクセスする段階と、 ロ．アクセスされたブロックから少なくとも１個の冗長
ブロックを計算する段階と、 ハ．計算された少なくとも１個の冗長ブロックを当該ス
トライプへセーブする段階とを含んでなる方法。 - 【請求項１２】 請求項１１記載の方法において、各ス
トライプの少なくとも１個の冗長ブロックはパリティ情
報を含み、前記冗長ブロックを計算する段階はアクセス
されたブロックを排他ＯＲする段階を含む方法。 - 【請求項１３】 請求項１１記載の方法において、請求
項１１の各段階を他の入出力タスクと同時にタスクとし
て実行する段階をさらに含む方法。 - 【請求項１４】 請求項１３記載の方法において、復元
過程の間読み取られ又は変更される各ブロックをロック
する段階をさらに含む方法。 - 【請求項１５】 請求項１１記載の方法において、デー
タ変更操作が完了するまで冗長アレイへ発行された各デ
ータ変更操作を不揮発性記憶素子へ記憶させる段階をさ
らに含む方法。 - 【請求項１６】 データ記憶装置の冗長アレイと関連さ
せて使用する制御システムであって、データ記憶装置は
複数個のデータ・ブロックと少なくとも１個の関係冗長
ブロックとを含む少なくとも１個のストライプを有する
ものであり、制御システムはデータ変更操作時のデータ
記憶装置の一時的故障により生じた前記ブロックのどれ
かにおける破壊の可能性の後に正しいデータ・ブロック
と少なくとも１個の関係冗長ブロックを各データ記憶装
置ストライプへ復元するものであり、当該制御システム
は、イ．その制御システムを記憶装置のアレイに結合する結
合手段と、 ロ．前記結合手段に結合され、 （１） 多分破壊されたブロックを含む各ストライプの中
の、多分破壊されたデータ・ブロックを含む全てのデー
タ・ブロックをアクセスし、（２） アクセスされたブロックから少なくとも１個の冗
長ブロックを計算し、（３）計算された 少なくとも１個の冗長ブロックをセー
ブし、（４）前記 記憶装置の冗長アレイへデータ変更操作から
の正しいデータ・ブロックを記憶用に再発行し、（５）セーブされた 少なくとも１個の計算された冗長ブ
ロックを更新し、（６） 更新された少なくとも１個の冗長ブロックと正し
いデータ・ブロックを当該ストライプに記憶する復元手
段とを含んでなる制御システム。 - 【請求項１７】 請求項１６記載の制御システムにおい
て、各ストライプの少なくとも１個の冗長ブロックはパ
リティ情報を含み、前記冗長ブロックは前記アクセスさ
れたブロックを排他ＯＲすることにより計算される制御
システム。 - 【請求項１８】 請求項１６記載の制御システムにおい
て、セーブされた少なくとも１個の計算された冗長ブロ
ックはパリティ情報を含み、前記制御システムは、 イ．多分破壊されたデータ・ブロックをアクセスし、 ロ．アクセスされたデータ・ブロックをセーブされた冗
長ブロック及び再発行された正しいデータ・ブロックと
排他ＯＲして新たな冗長ブロックを発生することにより
前記冗長ブロックを更新する手段をさらに含む制御シス
テム。 - 【請求項１９】 請求項１６記載の制御システムにおい
て、当該制御システムは他の入出力タスクと同時にタス
クとして復元機能を実行する手段を含むものである制御
システム。 - 【請求項２０】 請求項１９記載の制御システムにおい
て、当該制御システムは復元操作の間読み取られ又は変
更される各ブロックをロックする手段をさらに含むもの
である制御システム。 - 【請求項２１】 請求項１６記載の制御システムにおい
て、データ変更操作が完了するまで冗長アレイへ発行さ
れた各データ変更操作を記憶させる不揮発性記憶素子を
さらに含む制御システム。 - 【請求項２２】 データ記憶装置の冗長アレイと関連さ
せて使用する制御システムであって、データ記憶装置は
複数個のデータ・ブロックと少なくとも１個の関係冗長
ブロックとを含む少なくとも１個のストライプを有する
ものであり、制御システムはデータ変更操作時のデータ
記憶装置の一時的故障により生じた前記ブロックのどれ
かにおける破壊の可能性の後に正しいデータ・ブロック
と少なくとも１個の関係冗長ブロックを各データ記憶装
置ストライプへオンライン復元するものであり、当該制
御システムは、イ．その制御システムを記憶装置のアレイに結合する結
合手段と、 ロ．前記結合手段に結合され、 （１） データ変更操作からの正しいデータ・ブロックを
記憶装置の冗長アレイへ記憶用に再発行し、（２） 多分破壊されたブロックを含むストライプ中の全
ての未破壊データ・ブロックをアクセスし、（３） アクセスされたブロックと再発行された正しいデ
ータ・ブロックから少なくとも１個の冗長ブロックを計
算し、（４） 計算された少くとも１個の冗長ブロックと正しい
データ・ブロックを当該ストライプに記憶させ、 （５）復元を他の入出力タスクと同時にタスクとして実
行する復元手段と を含んでなる制御システム。 - 【請求項２３】 請求項２２記載の制御システムにおい
て、各ストライプの少なくとも１個の冗長ブロックはパ
リティ情報を含み、前記冗長ブロックはアクセスされた
ブロックを再発行した正しいデータ・ブロックと排他Ｏ
Ｒすることにより計算される制御システム。 - 【請求項２４】 請求項２２記載の制御システムにおい
て、当該制御システムは復元操作の間読み取られ又は変
更される各ブロックをロックする手段をさらに含むもの
である制御システム。 - 【請求項２５】 請求項２２記載の制御システムにおい
て、データ変更操作が完了するまで冗長アレイへ発行さ
れた各データ変更操作を記憶する不揮発性記憶素子をさ
らに含む制御システム。 - 【請求項２６】 データ記憶装置の冗長アレイと関連さ
せて使用する制御システムであって、データ記憶装置は
複数個のデータ・ブロックと少なくとも１個の関係冗長
ブロックとを含む少なくとも１個のストライプを有する
ものであり、制御システムはデータ変更操作時のデータ
記憶装置の一時的故障により生じた前記ストライプ中の
データ・ブロック及び／又は前記冗長ブロックにおける
破壊の可能性の後に各データ記憶装置ストライプへ少な
くとも１個の正しい関係冗長ブロックを復元するもので
あり、当該制御システムは、イ．その制御システムを記憶装置のアレイに結合する結
合手段と、 ロ．前記結合手段に結合され、 （１） 多分破壊されたブロックを含む各ストライプ中の
多分破壊されたデータ・ブロックを含む全てのデータ・
ブロックをアクセスし、（２） アクセスされたブロックから少なくとも１個の冗
長ブロックを計算し、（３）計算された 少なくとも１個の冗長ブロックを当該
ストライプへセーブする復元手段とを含んでなる制御シ
ステム。 - 【請求項２７】 請求項２６記載の制御システムにおい
て、各ストライプの少なくとも１個の冗長ブロックはパ
リティ情報を含み、前記冗長ブロックはアクセスされた
ブロックを排他ＯＲすることにより計算される制御シス
テム。 - 【請求項２８】 請求項２６記載の制御システムにおい
て、制御システムは他の入出力タスクと同時にタスクと
して復元機能を実行する制御システム。 - 【請求項２９】 請求項２８記載の制御システムにおい
て、当該制御システムは復元操作の間読み取られ又は変
更される各ブロックをロックする手段をさらに含むもの
である制御システム。 - 【請求項３０】 請求項２６記載の制御システムにおい
て、データ変更操作が完了するまで冗長アレイへ発行さ
れた各データ変更操作を記憶する不揮発性記憶素子をさ
らに含む制御システム。
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