JP3242671B2 - レベル５ｒａｉｄディスクアレイの記憶容量を高める方法、およびこのような方法によって作られる拡張アレイ - Google Patents

レベル５ｒａｉｄディスクアレイの記憶容量を高める方法、およびこのような方法によって作られる拡張アレイ

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Description

【発明の詳細な説明】 発明の背景： この発明は、レベル5RAIDディスクアレイの記憶容量
を高める方法と、このような方法によって作られる拡張
アレイとに関する。
先行技術において、「RAID」ディスクアレイという用
語は安価なディスクの冗長アレイを意味するものと定義
されており、いくつかの異なるRAIDディスクアレイが定
義されている。これらはレベル1RAIDディスクアレイ、
レベル3RAIDディスクアレイおよびレベル5RAIDディスク
アレイを含む。パターソン他（Patterson,et al.）によ
る「安価なディスクによる冗長アレイ（RAID）につい
て」（“A Case for Redundant Arrays of Inexpensive
Disks（RAID）”）、報告書番号第UCB/CSD 87/391
号、1987年12月、カリフォルニア大学バークレー校コン
ピュータサイエンス学部（Computer Science Divisio
n of the University of California at Berkel
ey）を参照されたい。
レベル5RAIDディスクアレイでは、パリティおよびデ
ータの両方が１組のいくつかのディスクにまたがってス
トライピングされる。図１は、ディスク０、ディスク１
およびディスク２とラベル付けされる３ディスクからな
る組によりアレイが形成されるレベル5RAIDディスクア
レイの一例を示す。各ディスクはアレイのある列にデー
タチャンク「Ｄ」およびパリティチャンク「Ｐ」を記憶
する。アレイの各行は、３ディスク全部にまたがってス
トライピングされる１つのパリティブロックと２つのデ
ータブロックとを含む。
図１において、アレイの第１の行はパリティブロック
Ｐ（0,1）、データチャンクD0およびデータチャンクD1
からなる。図１のアレイにおいてはまた、第１の例はパ
リティチャンクＰ（0,1）、データチャンクD2、データ
チャンクD4、パリティチャンクＰ（6,7）およびデータ
チャンクD8からなる。
各データチャンクおよび各パリティチャンクは１ディ
スク上でいくつかの物理ブロックに区分される。単一の
ブロックが、ユーザプログラムによって読出コマンドま
たは書込コマンドで別個にアドレス指定され得るチャン
クの最小部分である。ある簡単な例として、各チャンク
は２ブロックからなってもよく、各ブロックは512バイ
トと１巡回冗長検査バイト（「CRC」バイト）とからな
ってもよい。
図１のアレイにおいて、チャンク０のブロック０は論
理アドレス０の読出／書込コマンドによってアドレス指
定される。この論理アドレスが順次１ずつ増分されるの
で、データブロックは、チャンクD0のブロック１、チャ
ンクD1のブロック０、チャングD1のブロック１、チャン
クD2のブロック２、チャンクD2のブロック３、チャンク
D3のブロック２…の順序でアドレス指定される。たとえ
ば、チャンクD7のブロック６は論理アドレス14を有す
る。
データブロックに書込むとき、そのブロック内のCRC
バイトも発生され、書込まれる。さらに、そのデータブ
ロックと同じブロック番号を有するパリティブロックも
また発生され、書込まれる。このパリティブロックは奇
数パリティまたは偶数パリティを用いて書込まれる。
偶数パリティでは、同じブロック番号を有するパリテ
ィブロックと全データブロックとの排他的論理和により
すべて０のブロックが生じる。たとえば、チャンクD0の
ブロック０に書込むとき、パリティチャンクＰ（0,1）
のブロック０もまた、それとチャンクD0およびD1のブロ
ック０との排他的論理和をとると、すべて０のブロック
と等しくなるように書込まれる。逆に、奇数パリティで
は、同じブロック番号を有するパリティブロックと全デ
ータブロックとの排他的論理和によりすべて１のブロッ
クが生じる。
読出コマンドを実行する間、読出されるデータのブロ
ックからCRCが再生成される。再生成されたCRCが記憶さ
れているCRCと異なっていれば、読出されたデータブロ
ックは誤りを含んでいる。この誤りを訂正するために、
ａ）誤りのあるデータブロックと同じブロック番号を有
するディスク上の他のブロック全部を読出し、ｂ）それ
らのブロックの排他的論理和をとることによってこの誤
りを含んだデータブロックが再生成される。
ここで、図１のアレイの記憶容量を高める必要がある
状況を考える。図１のアレイの記憶容量が先行技術に従
って高められ得る方法の一例を図２に示す。ここで、図
１のアレイの行は新たな２ディスク（ディスク３および
ディスク４）の組を追加することによって拡張されてい
る。その結果、図１のアレイの各行は合計３チャンクし
か含まないが、図２のアレイの各行は５チャンクを含
む。図２のアレイの各チャンクもまた１ディスク上では
いくつかの物理ブロックに区分されるが、図を簡単にす
るためこれらのブロックは図示されない。
図１のアレイを図２のアレイに変更するため、図３に
示すようないくつかのステップS1−S6の実行が必要とな
る。ステップS1において、図１のアレイが「オフライ
ン」にされる。すなわち、アレイはユーザプログラムの
どのようなコマンドによってもアクセス不可能となる。
次にステップS2において、図１のアレイの全データブロ
ックの内容が読出され、磁気テープのようなバックアッ
プ媒体上に記憶される。
ステップS3において、図２に示すようなディスク上の
データブロックとパリティブロックとの構成を規定する
アレイコンフィギュレーションマップが作られる。ステ
ップS4において、図２のアレイのための新たなパリティ
ブロックが発生され、ディスク０−４上に記憶される。
ステップS5において、データブロックがバックアップ媒
体から読出され、ディスク０−４上に書込まれる。次に
ステップS6において、図２のアレイが「オンライン」に
される。すなわち、アレイはここでユーザプログラムか
らのコマンドを受入れることができるようになる。
しかしながら、図３の上述の方法に関する大きな欠点
は完了するのに時間がかかり過ぎるということである。
これはステップS2、S4およびS5の各々が大量のデータを
読出し、および／または書込むためである。たとえば、
ステップS2は最初のディスクの組上の全データブロック
の読出および書込を必要とする。典型的にはステップS2
−S5を完了するには数時間がかかり、その結果、図１の
アレイは拡張される間オフラインにされなければならな
い。
文書EP−Ａ−０ 654 736は、システムを停止する必
要なしに拡張可能である動的に拡張可能な記憶装置アレ
イシステムを開示しているので、最も近い先行技術文書
（D1）を成す。それにもかかわらず、ここに請求される
ようなこの発明の特有の変更、追加および初期化工程は
文書D1からは認識できず、また、容易に想到することも
全くできない。
したがって、この発明の主な目的は、上述の欠点が克
服される、レベル5RAIDディスクアレイに記憶容量を追
加する新規な方法を提供することである。
発明の簡単な概要： この発明の一実施例に従うと、最初の組のディスク上
のレベル5RAIDアレイの記憶容量の拡張は、Ａ）最初の
組のディスク上の特定の行のパリティブロックをブロッ
クの内容を変えずにデータブロックに変更するステップ
と、Ｂ）その特定の行において、追加された組のＮ個の
ディスク上に存在する１個の新しいパリティブロックと
Ｎ−１個の新しいデータブロックとを追加するステップ
と、Ｃ）その新しいパリティブロックおよび新しいデー
タブロックを、それらの内容の排他的論理和が０となる
ように初期化するステップとによって行なわれる。これ
らのステップＡ−Ｃによって、最初の組のディスク上の
データブロックおよびパリティブロックの内容は今回も
変更されず、さらに、追加された組のディスクはパリテ
ィブロックおよびデータブロックを含む。
図面の簡単な説明： 図１は、最初の組の３ディスク上に存在する先行技術
のレベル5RAIDアレイの構造を示す。
図２は、図１のアレイの記憶容量が先行技術において
追加された組の新たな２ディスク上に拡張される方法を
示す。
図３は、図１のアレイが図２のアレイに拡張される先
行技術のステップを示す。
図４は、図１のアレイの記憶容量がこの発明の一実施
例に従って追加された組の新たな２ディスク上に拡張さ
れる方法を示す。
図５は、図４の拡張されたアレイが満たさなければな
らないいくつかの制約を示す。
図６は、図４のアレイのデータブロックおよびパリテ
ィブロックに属性および論理アドレスを割当てるアレイ
コンフィギュレーションマップを示す。
図７は、図１のアレイの記憶容量がこの発明の第２の
実施例に従って追加された組の新たな２ディスク上に拡
張される方法を示す。
図８は、図７の拡張されたアレイが満たさなければな
らないいくつかの制約を示す。
図９は、図７のアレイのデータブロックおよびパリテ
ィブロックに属性および論理アドレスを割当てるアレイ
コンフィギュレーションマップを示す。
図10は、図１の最初のアレイを図４または図７のアレ
イに拡張する制御プログラムを含んだデータ処理システ
ムを示す。
図11は、図４のアレイのデータブロックの論理アドレ
スをそのデータブロックとその対応のパリティブロック
とのための物理アドレスに変換するいくつかの式を示
す。
図12は、図11の式において生じる各変数の定義を示
す。
図13は、図12のある変数のための、図４のディスクア
レイに対応する特定の値を示す。
図14は、図13の値が図11の式に代入されて、特定のデ
ータブロックの論理アドレスをその同じデータブロック
とその対応のパリティブロックとのための物理アドレス
に変換する方法を示す。
図15は、図７のアレイのデータブロックの論理アドレ
スをそのデータブロックとその対応のパリティブロック
とのための物理アドレスに変換するために図11の式に対
して行なわれる変更を示す。
詳細な説明： 図４において、この発明に従って図１のアレイの記憶
容量を高めることによって得られるレベル5RAIDディス
クアレイを示す。この図４のアレイは図１からの最初の
組の３ディスク（ディスク０、ディスク１およびディス
ク２）と、追加された組の新たな２ディスク（ディスク
３およびディスク４）との上に存在する。
図４のアレイ内には、データチャンクＤおよびパリテ
ィチャンクＰが５行５列の態様で示すように構成され
る。たとえば、行０はパリティチャンクＰ（0,1,10,1
1）およびデータチャンクD0、D1、D10、D11からなる。
列０はパリティチャンクＰ（0,1,10,11）およびＰ（6,
7,16,17）ならびにデータチャンクD2、D4およびD8から
なる。
各データチャンクおよび各パリティチャンクは１ディ
スク上でいくつかの物理ブロックに区分される。これら
のブロックは図１に関して上述したものと同様であり、
したがってそれらを図４には再び示さない。また図４の
アレイにおいて、パリティチャンクおよび／またはパリ
ティブロックは図１のアレイにおけるのと同じ機能を果
たす。
たとえば、チャンクD0のブロック０に書込むとき、パ
リティチャンクＰ（0,1,10,11）のブロック０にも書込
まれる。偶数パリティが用いられれば、Ｐ（0,1,10,1
1）のブロック０とチャンクD0、D1、D10およびD11のブ
ロック０との排他的論理和は、すべて０のブロックと等
しい。その後、読出コマンドを実行する間に、誤りのあ
るデータブロックは、ａ）誤りのあるデータブロックと
同じブロック番号を有するディスク上の他のブロック全
部を読出し、ｂ）それらのブロックの排他的論理和をと
ることによって再生成される。
図４のアレイのある著しい特徴は、ディスク３および
４上にはデータチャンクだけが書込まれ、パリティチャ
ンクが書込まれないことである。それに比べ、図２の先
行技術のアレイでは、データチャンクおよびパリティチ
ャンクがディスク３および４上に書込まれる。
図４のアレイの第２の著しい特徴は、ディスク０−２
上のデータチャンクおよびパリティチャンクが図１のア
レイにおけるのと同じ順序で構成され、同じ内容を有す
ることである。それに比べ、図２の先行技術のアレイで
は、ディスク０−２上のデータチャンクが図１における
ものとは異なる。
図４のアレイのもう１つの著しい特徴は、ディスク３
および４上のデータチャンクが、ディスク０、１および
２上のパリティチャンクが図１のアレイのパリティチャ
ンクと同一であるように初期化されることである。これ
は、図５に示すようないくつかの制約11−15を満たすよ
うにディスク３および４上のデータチャンクを初期化す
ることによって達成される。
制約11は、図４のアレイのパリティチャンクＰ（0,1,
10,11）が図１のアレイのパリティチャンクＰ（0,1）と
同一にされることを確実とする。制約11に従うと、デー
タチャンクD10およびD11はそれらの排他的論理和がすべ
て０のチャンクと等しくなるように初期化されなければ
ならない。このすべて０のチャンクとD0およびD1との排
他的論理和はＰ（0,1）と等しいであろう。したがっ
て、Ｐ（0,1,10,11）はＰ（0,1）と等しいということに
なる。
制約11を満たすことができる方法のある特定の例は、
データチャンクD10をすべて１またはすべて０のブロッ
クに初期化し、データチャンクD11を同じビットパター
ンに初期化することである。制約11を満たすことができ
る方法の第２の例は、データチャンクD10を任意のラン
ダムなビットパターンまたは予め定められたビットパタ
ーンに初期化し、データチャンクD11を同じビットパタ
ーンに初期化することである。
同様に、他の制約12−15の各々は、図４のアレイのあ
る行におけるパリティチャンクが図１のアレイの同じ行
におけるパリティチャンクと同一にされる。たとえば、
制約12によると、データチャンクD12およびD13はそれら
の排他的論理和がすべて０のチャンクと等しくなるよう
に初期化されなければならない。このすべて０のチャン
クとD2およびD3との排他的論理和はＰ（2,3）と等しい
であろう。したがって、Ｐ（2,3,12,13）はＰ（2,3）と
等しいということになる。
図４および図５の上の説明から、この発明に従うと、
どのようなものにせよ、最初のレベル5RAIDディスクア
レイの記憶容量の増大が、Ａ）最初のアレイの行に、追
加される組のディスク上に存在するパリティブロックな
しの新しいデータブロックを追加するステップと、Ｂ）
新しいデータブロックを、アレイの各行におけるそれら
の内容の排他的論理和が０になるように初期化するステ
ップによって行なわれることがわかる。ステップＡ）お
よびＢ）を実行できる１つの方法を図６に示す。
図６は、図４のディスクアレイのためのアレイコンフ
ィギュレーションマップである。このマップは行および
列からなる表の形であり、図４のアレイの各ブロックご
とに１つのエントリが設けられ、このようなエントリの
各々は属性ＰまたはＤと属性ＩまたはNIと論理アドレス
とからなる。
属性Ｐを有する各ブロックはパリティブロックであ
り、属性Ｄを有する各ブロックはデータブロックであ
る。また、属性Ｉを有する各ブロックは、実際のディス
クとして記憶されたブロックの内容が図５の制約11−15
を満たす予め定められた内容で予め書込された初期状態
にある。逆に、属性NIを有する各ブロックは初期状態で
なく、このようなブロックの内容は実際にディスク上に
記憶されている。
たとえば、図６のアレイコンフィギュレーションマッ
プにおける論理アドレス０のブロックは属性Ｐ、NIを有
する。これは、図４のレベル5RAIDディスクアレイにお
けるディスク０上のブロック０が初期状態にないパリテ
ィブロックであることを示す。同様に、図６の論理アド
レス29のブロックは属性Ｄ、Ｉを有する。これは、図４
のディスクアレイにおけるディスク３上のブロック５が
初期状態にあるデータブロックであることを示す。
図４−６の上述された発明の主な特徴は、レベル5RAI
Dディスクアレイの記憶容量が図３の先行技術の方法よ
りもはるかに速く増大させられ得るということである。
特に、上述のステップＡおよびＢを行なうことによっ
て、最初のアレイからのデータチャンクをバックアップ
する図３のステップS2が削除され、新しいパリティブロ
ックを発生し、書込む図３のステップS4が削除され、バ
ックアップ媒体からのデータを新しいアレイに復元する
図３のステップS5が削除される。結果として、上述のス
テップＡ）およびＢ）を１分未満で行なうことができ
る。
この時間間隔は非常に短いので、読出および／または
書込コマンドでアレイをアドレス指定する何らかのユー
ザプログラムがオンラインにされている間にステップＡ
およびＢを行なうことができる。それらのコマンドはス
テップＡおよびステップＢが行なわれている間は待ち行
列に蓄積され、ステップＡおよびＢが完了すると、その
コマンドは待ち行列から取り除かれて実行される。した
がって、この発明では図３のステップS1およびS6もまた
削除できる。
ここで図７を参照して、この発明の第２の実施例を構
成する別のレベル5RAIDディスクアレイを示す。この図
７のアレイは、それが図４からのディスク３および４と
図１からの最初の組の３ディスク（ディスク０、ディス
ク１およびディスク２）との上に存在する点で図４のア
レイと同様である。
図７のアレイ内に、データチャンクＤおよびパリティ
チャンクＰが５行５列で示される。ここでも、各データ
チャンクおよび各パリティチャンクが図１に関連して上
述したのと同様に１ディスク上でいくつかの物理ブロッ
クに区分され、したがって、簡略化のためこれらのブロ
ックを図７では繰返さない。また、図７のアレイのパリ
ティチャンクおよび／またはパリティブロックは図１お
よび図４のアレイにおけるのと同じ機能を果たす。
図４のアレイに対して図７のアレイが持つ著しいある
特徴は、図７ではデータチャンクおよびパリティチャン
クがディスク３およびディスク４上に書込まれる点であ
る。それに比べると、図４のアレイでは、データチャン
クはディスク３および４上に書込まれるが、パリティチ
ャンクは書込まれない。
図７のアレイの第２の著しい特徴は、ディスク０−２
上のデータチャンクが図１のアレイにおけるのと同じ順
序で構成され、同じ内容を有する点である。それに比べ
ると、図２の先行技術のアレイでは、ディスク０−２上
のデータチャンクが図１のアレイにおけるのとは異な
る。
図７のアレイのもう１つの著しい特徴は、ディスク３
および４上のデータチャンクおよびパリティチャンクが
図８のいくつかの制約21−23を満たすように初期化され
る点である。図８の制約21−23は図５の上述の制約11−
13と同じであるが、図８の制約24−25は新たなものであ
る。
制約24は、図７のアレイのデータチャンクD16が図１
のアレイのパリティチャンクＰ（6,7）と同一にされる
ことを確実とする。制約24に従うと、パリティチャンク
Ｐ（16,6,7,17）およびデータチャンクD17は、それらの
排他的論理和がすべて０のチャンクと等しくなるように
初期化されなければならない。このすべて０のチャンク
とD6およびD7との排他的論理和はＰ（0,1）と等しいで
あろう。したがって、D16はＰ（0,1）と等しいというこ
とになる。
同様に、制約25は図７のアレイのデータチャンクD19
が図１のアレイのパリティチャンクＰ（8,9）と同一に
されることを確実とする。制約25に従うと、データチャ
ンクD18およびパリティチャンクＰ（8,19,9,18）は、そ
れらの排他的論理和がすべて０のチャンクと等しくなる
ように初期化される。このすべて０のチャンクとD8およ
びD9との排他的論理和はＰ（0,1）と等しくなり、した
がってD19はＰ（0,1）と等しいであろう。
図８の制約24および25から、この発明に従うと、最初
の組のディスク上の任意のレベル5RAIDアレイの記憶容
量の増大が、Ａ）最初のアレイの特定の行においてブロ
ックの内容を同じに保ちながらパリティブロックをデー
タブロックに変更するステップと、Ｂ）その特定の行
に、追加された組のＮ個のディスク上に存在する１個の
新しいパリティブロックとＮ−１個の新しいデータブロ
ックとを追加するステップと、Ｃ）新しいパリティブロ
ックと新しいデータブロックとを、それらの内容の排他
的論理和が０となるように初期化するステップとによっ
て行なわれることがわかる。これらのステップＡ）、
Ｂ）およびＣ）を実行する１つの方法を図９に示す。
図９は、図７のディスクアレイのためのアレイコンフ
ギュレーションマップである。このマップでは、１つの
エントリが図７のアレイの各ブロックごとに設けられ、
このようなエントリの各々は属性ＰまたはＤ、属性Ｉま
たはNIおよび論理アドレスからなる。
図９のアレイコンフィギュレーションマップにおい
て、論理アドレス32のブロックは属性Ｄ、NIを有する。
これは、図７のレベル5RAIDディスクアレイにおけるデ
ィスク０上のブロック６が初期状態にないデータブロッ
クであることを示す。同様に、論理アドレス35のブロッ
クは属性Ｄ、Ｉを有する。これは、図７のディスクアレ
イにおけるディスク４上のブロック７が初期状態にある
データブロックであることを示す。
図７−９の上述の方法でもまた、レベル5RAIDディス
クアレイの記憶容量は図３の先行技術の方法よりもはる
かに速く増大される。この速度の増大が起こるのは図７
−９の方法が図３のステップS2、S4およびS5を省くから
である。
また、図７−９の方法のもう１つの特徴は、最初のア
レイの拡張がパリティブロックが全ディスクにかけてス
トライピングされるように行なわれることである。この
特徴は重要である。なぜなら、ある同時の書込コマンド
が実行される速度を高めることができるためである。
たとえば、あるユーザプログラムが論理アドレス２の
データブロックに書込を行ない、別のユーザプログラム
が同時に論理アドレス12のデータブロックに書込を行な
うとする。図９において、それらの２データブロックの
ためのそれぞれのパリティブロックは２個の別々のディ
スク上にあり、したがってそれらのパリティブロックに
同時に書込むことができる。それに比べて、図４のアレ
イでは、それらの２データブロックのためのそれぞれの
パリティブロックは同じディスクにあり、したがってパ
リティブロックは順に書込む必要がある。
次に、図10を参照して、図４−６の方法および／また
は図７−９の方法に従って最初のレベル5RAIDアレイの
記憶容量を高める完全なデータ処理システムを説明す
る。このデータ処理システムは、デジタルコンピュータ
31、最初の組のディスク32、追加された組のディスク3
3、操作卓34およびプログラムメモリ35を含む。それら
の部品31−35のすべてが図示するように相互接続され
る。
ディスク32の組の上に、データブロックおよびパリテ
ィブロックが図１のアレイのような最初のレベル5RAID
アレイを形成するように構成される。最初のアレイは、
図４−６の方法に従ってディスク33の組の上に追加のデ
ータブロックを形成するか、または図７−９の方法に従
ってディスク33の組の上に追加のデータブロックおよび
パリティブロックを形成することによって後に拡張され
る。
コンピュータ31のプログラムメモリ35内には、アレイ
制御プログラム36と、１つをプログラム37iとして示す
複数のユーザプログラムとが記憶されている。各ユーザ
プログラムは、論理アドレスでディスク32および33上の
データブロックを選択する読出コマンドおよび書込コマ
ンドを含む。ユーザプログラムの実行中にこのようなコ
マンドに遭遇すると、そのコマンドはアレイ制御プログ
ラム36内の待ち行列36aに送られる。
待ち行列36aに記憶される読出コマンドおよび書込コ
マンドのすべてが制御プログラム36によって実行され
る。したがって、制御プログラム36はユーザプログラム
とディスク32および33上に記憶されているアレイとの間
のインタフェースとして動作する。読出コマンドの実行
が完了すると、制御プログラム36は読出されたデータを
ユーザプログラムに渡す。
制御プログラム36はまた、ディスク32および33上の各
ブロックの属性Ｄ、Ｐ、Ｉを識別し、論理アドレスをそ
れらのブロックの各々に割当てるアレイコンフィギュレ
ーションマップ36bを含む。図４−６の方法または図７
−９の方法によってアレイを拡張するために、マップ35
bは制御プログラム36によって変更される。
アレイが図４−６の方法によって拡張される場合、変
更されたマップはＡ）新しいデータブロックをアレイの
行に追加し、Ｂ）新しいデータブロックを、アレイの各
行におけるそれらの内容の排他的論理和が０になるよう
に初期化する。アレイが図７−９の方法によって拡張さ
れる場合、変更されたマップは、Ａ）最初のアレイ上の
特定の行においてパリティブロックを内容を保ちながら
データブロックに変更し、Ｂ）その特定の行において、
追加された組のＮ個のディスク上に存在する１個の新し
いパリティブロックとＮ−１個の新しいデータブロック
とを追加し、Ｃ）新しいパリティブロックおよび新しい
データブロックを、それらの内容の排他的論理和が０に
なるように初期化する。
図６および図９のアレイコンフィギュレーションマッ
プにおいては、論理アドレスがディスクアレイの各ブロ
ックごとに含まれ、各論理アドレスがマップの行および
列によって特定のディスク上の特定のブロックに相関さ
せられる。しかしながら、代替例として、各論理アドレ
スを特定のディスク上の特定のブロックに相関させるた
めに式が用いられてもよく、その場合、論理アドレスは
アレイコンフィギュレーションマップから削除され得
る。
図11は、ディスクアレイが図４−６の方法に従って拡
張された場合に、ディスクアレイ内のデータブロックの
論理アドレスを、ある特定のディスク上の物理データブ
ロックと別のディスク上の物理パリティブロックとに変
換するいくつかの式41−45を示す。これらの式におい
て、演算子「intdivide」および「remdivide」が用いら
れる。intdivideは通常の割算を実行し、剰余を無視す
ることを意味する。remdivideは通常の割算を実行し、
商を無視することを意味する。またこれらの式には、い
くつかの変数がある。このような変数の各々を図12に定
義する。
図12の変数のうち５個はFBi、Dcpri、PDCi、OCおよび
BPCである。これらはディスクアレイを規定するパラメ
ータである。たとえば、図４のディスクアレイでは、上
のパラメータは図13に示す値を有する。
図12における別の変数は、読出／書込コマンドによっ
てアレイ内の特定のデータブロックを選択するために用
いられる論理アドレスLAである。たとえば、LA＝31であ
る場合、ディスク４上のブロック５が選択されることが
図６からわかる。この同じ結果は、LA＝31の値と図13の
パラメータとを図11の式41−45に代入することによって
得られ、これらの代入は図14において行なわれる。
図14の式44は、LA＝31である場合、アドレス指定され
たデータブロックを含む列の対応の番号がDCN＝４によ
って与えられることを示す。また、図14の式45は、対応
の物理ブロック番号がPBN＝５によって与えられること
を示す。さらに、図14の式43は、LA＝31に対して対応の
パリティブロックを含む列がPCN＝３によって与えられ
ることを示す。
同様に、図15は、アレイが図７−９の方法に従って拡
張された場合に、図11の式41−45とともに用いられて、
ディスクアレイ内のデータブロックの論理アドレスをあ
るディスク上のデータブロックと別のディスク上の対応
のパリティブロックとの物理アドレスに変換する２つの
式51および52を示す。式51および52において、変数DC
N、RNおよびPCNは図11の式におけるのと同じ意味を有
し、別の変数CCiが導入される。変数CCiはｉ番目のディ
スクの組と先行する全ディスクの組とにおける列の数で
あり、ｉ＝１から始まる。したがって、式51−52は拡張
されたアレイ内の追加されたディスクの組ごとに一度評
価される。
たとえば、読出／書込コマンドにおけるデータブロッ
クの論理アドレスがLA＝33である図７−９のアレイのた
めの場合を考える。論理アドレスは式41−45によってPC
N＝０、DCN＝３、PBN＝７、RN＝３の物理アドレスに変
換される。しかしながら、式51から、（RN）remdivide
（CCI）の量が（３）remdivide（５）または３と等し
く、それは式44によって与えられるようなDCNと等し
い。したがって、DCNはPCNまたは「０」と等しくなるよ
うに変更される。次に、式52によってPCNが（３）remdi
vide（５）または３に変更される。
図６および図９のアレイコンフィギュレーションマッ
プにおいて、追加されたディスク４−５上の各ブロック
が属性Ｉを割当てられており、それによりディスク上に
記憶されたブロックの内容が図５または図８の制約を満
たす予め定められた内容で予め書込されていることを示
す。しかしながら、代替例として、その予め定められた
内容がディスク４−５へと、それらのディスクがディス
クアレイに追加される前に実際に書込まれてもよい。ま
た、ユーザプログラムが最初の組のディスク１−３上で
読出コマンドおよび書込コマンドを実行している間にも
ディスク４−５のこの書込が可能であり、したがってデ
ィスク１−３はオンラインであってもよい。この変更で
は、属性ＩおよびNIが図６および図９のアレイコンフィ
ギュレーションマップから削除される。なぜなら、全ブ
ロックがNI状態にあるためである。
レベル5RAIDディスクアレイの記憶容量を高める２つ
の好ましい方法と、それらの方法のさまざまな変更例と
をここで詳細に説明した。したがって、この発明は特定
の１つの方法の詳細に限定されず、添付の請求の範囲に
よって規定されることを理解されたい。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平８−212018（ＪＰ，Ａ) 特開 平８−63394（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 3/06

Claims (10)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】データブロックおよびパリティブロックが
    第１の組のディスク上に行および列で存在するレベル5R
    AIDディスクアレイに記憶容量を追加する、コンピュー
    タプログラムによって実行される方法であって、 前記第１の組のディスク上の特定の行においてブロック
    の内容を同じであるように保ちながらパリティブロック
    をデータブロックに変更するステップと、 前記特定の行において、追加された組のＮ個のディスク
    上に存在する１個の新しいパリティブロックとＮ−１個
    の新しいデータブロックとを追加するステップと、 前記新しいパリティブロックおよび新しいデータブロッ
    クを、それらの内容の排他的論理和が０になるように初
    期化するステップとを含む、方法。
  2. 【請求項２】前記初期化するステップは前記新しいパリ
    ティブロックおよび新しいデータブロックのための属性
    ビットを記憶するサブステップを含み、前記属性ビット
    は、前記追加された組のディスク上に実際に記憶された
    それらの内容が予め定められた内容で予め書込まれてい
    ることを示す、請求項１に記載の方法。
  3. 【請求項３】前記初期化するステップは、前記追加され
    た組のディスクは前記アレイから切り離されるが前記最
    初の組のディスクは前記アレイにおいて読出可能かつ書
    込可能であるオフラインモードで前記新しいパリティブ
    ロックおよび新しいデータブロックの内容を書込むサブ
    ステップを含む、請求項１に記載の方法。
  4. 【請求項４】前記変更するステップおよび前記追加する
    ステップは、論理アドレスを前記新しいデータブロック
    と変更されたパリティブロックとに割当て、アレイコン
    フィギュレーションマップによって各論理アドレスを前
    記ディスク上の物理ブロックに相関させるサブステップ
    を含む、請求項１に記載の方法。
  5. 【請求項５】前記変更するステップおよび前記追加する
    ステップは、論理アドレスを前記新しいデータブロック
    と変更されたパリティブロックとに割当て、１組の式に
    よって各論理アドレスを前記ディスク上の物理ブロック
    に相関させるサブステップを含む、請求項１に記載の方
    法。
  6. 【請求項６】前記変更するステップ、前記追加するステ
    ップおよび前記初期化するステップは、前記アレイのた
    めの読出コマンドおよび書込コマンドが受取られ、待ち
    行列に蓄積される間に行なわれる、請求項１に記載の方
    法。
  7. 【請求項７】前記変更するステップおよび前記追加する
    ステップは、前記新しいデータブロックと変更されたパ
    リティブロックとのための属性ビットを記憶するサブス
    テップを含み、前記属性ビットはそれらをパリティブロ
    ックから区別する、請求項１に記載の方法。
  8. 【請求項８】前記追加された組のＮ個のディスクは２つ
    以上のディスクを含み、前記初期化するステップは、少
    なくとも２つの前記新しいパリティブロックと新しいデ
    ータブロックとの内容を非ゼロ状態に設定するサブステ
    ップを含む、請求項１に記載の方法。
  9. 【請求項９】前記初期化するステップは、前記新しいデ
    ータブロックおよび新しいパリティブロックのすべてを
    ゼロ状態に設定するサブステップを含む、請求項１に記
    載の方法。
  10. 【請求項１０】データブロックおよびパリティブロック
    が、第１の組のディスクと前記第１の組に結合される第
    ２の組のＮ個のディスクとの上に行および列で存在する
    最初のアレイを含む、拡張されたレベル5RAIDディスク
    アレイであって、 １個の新しいパリティブロックとＮ−１個の新しいデー
    タブロックとが前記第２の組のディスク上の特定の行に
    存在し、 前記新しいパリティブロックとＮ−１個の新しいデータ
    ブロックとがそれらの内容の排他的論理和が０になるよ
    うに初期化され、 前記最初のアレイにおける前記特定の行が、前記拡張さ
    れたアレイにおいて同じ内容を有するデータブロックに
    変更されるパリティブロックを含むことを特徴とする、
    アレイ。
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