JP3269552B2 - ディスクドライブメモリ - Google Patents
ディスクドライブメモリInfo
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- disk drives
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Classifications
-
- G—PHYSICS
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- 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
- G06F11/16—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware
- G06F11/20—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware using active fault-masking, e.g. by switching out faulty elements or by switching in spare elements
- G06F11/2053—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware using active fault-masking, e.g. by switching out faulty elements or by switching in spare elements where persistent mass storage functionality or persistent mass storage control functionality is redundant
- G06F11/2094—Redundant storage or storage space
-
- G—PHYSICS
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-
- G—PHYSICS
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-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
- G11B20/1833—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs by adding special lists or symbols to the coded information
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B5/00—Recording by magnetisation or demagnetisation of a record carrier; Reproducing by magnetic means; Record carriers therefor
- G11B5/012—Recording on, or reproducing or erasing from, magnetic disks
-
- G—PHYSICS
- 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
- G06F11/16—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware
- G06F11/1658—Data re-synchronization of a redundant component, or initial sync of replacement, additional or spare unit
- G06F11/1662—Data re-synchronization of a redundant component, or initial sync of replacement, additional or spare unit the resynchronized component or unit being a persistent storage device
-
- Y—GENERAL TAGGING OF NEW TECHNOLOGICAL DEVELOPMENTS; GENERAL TAGGING OF CROSS-SECTIONAL TECHNOLOGIES SPANNING OVER SEVERAL SECTIONS OF THE IPC; TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC
- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10S360/00—Dynamic magnetic information storage or retrieval
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- Y10S360/903—Physical parameter, e.g. form factor
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Description
【発明の詳細な説明】 関連出願のクロス・レファレンス この出願は、1988年６月28日にRobert H.Dunphy,Jr.
外によりディスクドライブメモリという名称で提出され
た出願の部分継続出願である。この出願は、1990年１月
26日にRobert H.Dunphy,Jr.外によりディスクドライブ
メモリという名称で提出された出願にも関連している。
外によりディスクドライブメモリという名称で提出され
た出願の部分継続出願である。この出願は、1990年１月
26日にRobert H.Dunphy,Jr.外によりディスクドライブ
メモリという名称で提出された出願にも関連している。
発明の分野 この発明はコンピュータシステムに関し、特に、コン
ピュータシステムと共に使用される安価で高性能且つ高
信頼度のディスクドライブメモリに関する。
ピュータシステムと共に使用される安価で高性能且つ高
信頼度のディスクドライブメモリに関する。
問題点 コンピュータシステムの分野において、バックアップ
能力を持つ安価で高性能且つ高信頼度のメモリを提供す
ることは問題である。コンピュータシステムにおいて、
コンピュータと共に使用される様々なメモリデバイスに
高信頼度の能力を備えることは高価である。この問題
は、ディスクドライブメモリシステムの場合には特に厳
しい。典型的な市販のディスクドライブは、1.2ギガバ
イトのオーダーのデータをストアすることが出来る14イ
ンチの形態を持つファクタユニット、例えばIBM3380Jの
ディスクドライブである。その関連する中央処理装置
は、データファイル全体を単一のディスクドライブに書
き込むことによってデータファイルをディスクドライブ
メモリにストアする。単一のディスクドライブに欠陥が
あると結果的にかなりの量のデータが失われる可能性が
あることは明らかである。この発明の可能性を最小限に
するために、ディスクドライブは、高信頼度のユニット
となるように構築される。信頼性の代価は、結果として
生じるディスクドライブが極めて高価なユニットである
という点で高い。
能力を持つ安価で高性能且つ高信頼度のメモリを提供す
ることは問題である。コンピュータシステムにおいて、
コンピュータと共に使用される様々なメモリデバイスに
高信頼度の能力を備えることは高価である。この問題
は、ディスクドライブメモリシステムの場合には特に厳
しい。典型的な市販のディスクドライブは、1.2ギガバ
イトのオーダーのデータをストアすることが出来る14イ
ンチの形態を持つファクタユニット、例えばIBM3380Jの
ディスクドライブである。その関連する中央処理装置
は、データファイル全体を単一のディスクドライブに書
き込むことによってデータファイルをディスクドライブ
メモリにストアする。単一のディスクドライブに欠陥が
あると結果的にかなりの量のデータが失われる可能性が
あることは明らかである。この発明の可能性を最小限に
するために、ディスクドライブは、高信頼度のユニット
となるように構築される。信頼性の代価は、結果として
生じるディスクドライブが極めて高価なユニットである
という点で高い。
ディスクドライブにストアされたデータの喪失がその
関連する中央処理装置の動作中に重大な分裂をひき起こ
す可能性のあるクリティカルな状況において、付加的な
信頼性は、付加的な冗長用ディスクドライブを用いて各
ディスクドライブをディスク・シャドウイング（disk s
hadowing）およびバックアップすることにより得られ
る。しかしながら、メインのディスクドライブをバック
アップするために別のディスクドライブを備えること
は、コンピュータシステムのメモリのコストを２倍以上
にする。ディスク・シャドウイングおよびバックアップ
・プロテクションを備えるためのコストを低減するため
に種々の装置が利用されている。これらの装置は、ディ
スクドライブにストアされたデータに対してなされる変
化のみをストアし、該ディスクドライブにストアされた
最もクリティカルなデータのみをバックアップし、そし
て、該ディスクドライブにストアされたデータを極めて
低速のデータ検索アクセス時間を持つ低価格のデータ記
憶ユニットにストアすることによって周期的にバックア
ップする手段を有している。しかしながらこれらの装置
のいずれも、手ごろな価格でバックアップ能力を備えた
高信頼度のデータ記憶手段を提供していない。
関連する中央処理装置の動作中に重大な分裂をひき起こ
す可能性のあるクリティカルな状況において、付加的な
信頼性は、付加的な冗長用ディスクドライブを用いて各
ディスクドライブをディスク・シャドウイング（disk s
hadowing）およびバックアップすることにより得られ
る。しかしながら、メインのディスクドライブをバック
アップするために別のディスクドライブを備えること
は、コンピュータシステムのメモリのコストを２倍以上
にする。ディスク・シャドウイングおよびバックアップ
・プロテクションを備えるためのコストを低減するため
に種々の装置が利用されている。これらの装置は、ディ
スクドライブにストアされたデータに対してなされる変
化のみをストアし、該ディスクドライブにストアされた
最もクリティカルなデータのみをバックアップし、そし
て、該ディスクドライブにストアされたデータを極めて
低速のデータ検索アクセス時間を持つ低価格のデータ記
憶ユニットにストアすることによって周期的にバックア
ップする手段を有している。しかしながらこれらの装置
のいずれも、手ごろな価格でバックアップ能力を備えた
高信頼度のデータ記憶手段を提供していない。
データをストアするための大形ファクタのディスクド
ライブの別の形態は、パラレルアレイの形態で相互接続
された多数の小形ファクタのディスクドライブを使用す
ることである。そのような装置は、４個のパラレル形態
で同期化されたディスクドライブおよび１個の冗長用パ
リティ・ドライブを用いたMicropolis Parallel Drive
Array,Model 1804 SCSIである。この装置は、データの
信頼性を増すために、パリティ・ドライブによって提供
されるパリティ・プロテクションを使用している。４個
のデータ・ディスクドライブの一つに欠陥が生じても、
パリティ・ディスクドライブにストアされたパリティ・
ビットを用いることによって上記欠陥は救済され得る。
類似のシステムは米国特許第4,722,085号に開示されて
おり、ここでは、大容量のディスクドライブメモリが示
されている。このディスクドライブメモリは、比較的小
規模で且つ独立に動作する複数のディスク・サブシステ
ムを用いており、極めて高い障害耐性と極めて高いデー
タ転送帯域を有する大容量のディスクドライブとして機
能する。データ・オーガナイザは、７個のエラー検査ビ
ットを各32ビット・データワードに付加してエラー検査
および訂正能力を提供している。結果として生じる39ビ
ット・ワードは、ディスクドライブ１個当たり１ビッ
ト、すなわち39個のディスクドライブに書き込まれる。
39個のディスクドライブの１個に欠陥が生じら場合に
は、各データワードがメモリから読み出される毎に、ス
トアされた39ビット・ワードのうち残りの38ビットが用
いられ、ワード対ワード対応で32ビット・データワード
が再構成される。これによって、障害耐性が得られる。
ライブの別の形態は、パラレルアレイの形態で相互接続
された多数の小形ファクタのディスクドライブを使用す
ることである。そのような装置は、４個のパラレル形態
で同期化されたディスクドライブおよび１個の冗長用パ
リティ・ドライブを用いたMicropolis Parallel Drive
Array,Model 1804 SCSIである。この装置は、データの
信頼性を増すために、パリティ・ドライブによって提供
されるパリティ・プロテクションを使用している。４個
のデータ・ディスクドライブの一つに欠陥が生じても、
パリティ・ディスクドライブにストアされたパリティ・
ビットを用いることによって上記欠陥は救済され得る。
類似のシステムは米国特許第4,722,085号に開示されて
おり、ここでは、大容量のディスクドライブメモリが示
されている。このディスクドライブメモリは、比較的小
規模で且つ独立に動作する複数のディスク・サブシステ
ムを用いており、極めて高い障害耐性と極めて高いデー
タ転送帯域を有する大容量のディスクドライブとして機
能する。データ・オーガナイザは、７個のエラー検査ビ
ットを各32ビット・データワードに付加してエラー検査
および訂正能力を提供している。結果として生じる39ビ
ット・ワードは、ディスクドライブ１個当たり１ビッ
ト、すなわち39個のディスクドライブに書き込まれる。
39個のディスクドライブの１個に欠陥が生じら場合に
は、各データワードがメモリから読み出される毎に、ス
トアされた39ビット・ワードのうち残りの38ビットが用
いられ、ワード対ワード対応で32ビット・データワード
が再構成される。これによって、障害耐性が得られる。
これらのパラレル型ディスクドライブ・アレイの装置
に関して問題となるのは、予備のディスクドライブが設
けられておらず、それ故、予備構成を備えていないｎ個
のパラレル接続されたディスクドライブのアーキテクチ
ャを持つシステムの信頼性がかなり低いということであ
る。これらのディスクドライブメモリシステムはデータ
の再構成能力を備えているが、その一方では、バックア
ップ用すなわち予備のディスクドライブ能力が欠けてい
ると該システムの維持費は高くなる。なぜならば、その
ようなアーキテクチャにおけるディスクドライブの欠陥
はかなり頻繁に発生し、また、各ディスクドライブに欠
陥が生じると該欠陥のあるディスクドライブを交換する
ためにサービスの呼出しを行う必要があるからである。
もしサービスの呼出しが別のディスクドライブに欠陥が
生じる前に行われない場合には、データの喪失が生じる
であろう。さらに、米国特許第4,722,085号に提案され
ているようなハミング・コード型のエラー検出および訂
正手段を用いると、高いオーバーヘッド、すなわち32ビ
ット・データワードに対して７ビットのエラー検出コー
ドが必要になる。これらの限定事項は、このアーキテク
チャをディスク記憶システムに対して不経済なものにす
る。米国特許第4,722,085のディスクドライブメモリシ
ステムの更なる限定事項は、この密結合のパラレル型デ
ィスクドライブ・アレイのアーキテクチャが密結合のデ
ィスク・アクチュエータを使用していることである。こ
の装置は、高いデータ転送帯域を有しているが、2.75ギ
ガバイトのメモリに対して１個のアクチュエータのみを
有している。このことは、ディスクドライブメモリシス
テムのメモリ性能へのランダム・アクセスに悪影響を与
える。なぜならば、全てのメモリはその単一のアクチュ
エータを介してのみアクセスされ得るからである。
に関して問題となるのは、予備のディスクドライブが設
けられておらず、それ故、予備構成を備えていないｎ個
のパラレル接続されたディスクドライブのアーキテクチ
ャを持つシステムの信頼性がかなり低いということであ
る。これらのディスクドライブメモリシステムはデータ
の再構成能力を備えているが、その一方では、バックア
ップ用すなわち予備のディスクドライブ能力が欠けてい
ると該システムの維持費は高くなる。なぜならば、その
ようなアーキテクチャにおけるディスクドライブの欠陥
はかなり頻繁に発生し、また、各ディスクドライブに欠
陥が生じると該欠陥のあるディスクドライブを交換する
ためにサービスの呼出しを行う必要があるからである。
もしサービスの呼出しが別のディスクドライブに欠陥が
生じる前に行われない場合には、データの喪失が生じる
であろう。さらに、米国特許第4,722,085号に提案され
ているようなハミング・コード型のエラー検出および訂
正手段を用いると、高いオーバーヘッド、すなわち32ビ
ット・データワードに対して７ビットのエラー検出コー
ドが必要になる。これらの限定事項は、このアーキテク
チャをディスク記憶システムに対して不経済なものにす
る。米国特許第4,722,085のディスクドライブメモリシ
ステムの更なる限定事項は、この密結合のパラレル型デ
ィスクドライブ・アレイのアーキテクチャが密結合のデ
ィスク・アクチュエータを使用していることである。こ
の装置は、高いデータ転送帯域を有しているが、2.75ギ
ガバイトのメモリに対して１個のアクチュエータのみを
有している。このことは、ディスクドライブメモリシス
テムのメモリ性能へのランダム・アクセスに悪影響を与
える。なぜならば、全てのメモリはその単一のアクチュ
エータを介してのみアクセスされ得るからである。
したがって、コンピュータシステムに対してバックア
ップ能力を有する安価で高性能且つ高信頼度のディスク
ドライブメモリは、目下のところ、存在していない。
ップ能力を有する安価で高性能且つ高信頼度のディスク
ドライブメモリは、目下のところ、存在していない。
解決策 本発明のディスクドライブメモリによって、上述した
問題は解決され、そして技術的な進歩がその分野におい
て達成された。本発明のディスクドライブメモリは、大
形ファクタ（large form factor）のディスクドライブ
のフォーマットと能力をエミュレートする廉価で高性能
そして型信頼性のディスクドライブメモリを組み込むべ
く、多数の小形ファクタのディスクドライブを使用す
る。複数のディスクドライブは、データをそこに記憶す
べくＮ＋Ｍ並列接続されたディスクドライブの複数の可
変サイズ冗長グループを形成するように切換可能に相互
接続できる。Ｎ＋Ｍディスクドライブは、各データワー
ドのＮセグメント＋Ｍ冗長セグメントを記憶するのに使
われる。さらに、Ｒ個のバックアップ・ディスクドライ
ブ・プールは、動作中に故障した冗長グループのディス
クドライブの代わりに置き換えディスクドライブを自動
的に使用するように保守される。さらにまた、Ｕ個の割
り付けられないか、もしくはストックのディスクドライ
ブのプールは将来の使用のために保守され、そして予備
ドライブの冗長グループやバックアップ・プールに割り
付けられるまでパワーダウンされてもよい。
問題は解決され、そして技術的な進歩がその分野におい
て達成された。本発明のディスクドライブメモリは、大
形ファクタ（large form factor）のディスクドライブ
のフォーマットと能力をエミュレートする廉価で高性能
そして型信頼性のディスクドライブメモリを組み込むべ
く、多数の小形ファクタのディスクドライブを使用す
る。複数のディスクドライブは、データをそこに記憶す
べくＮ＋Ｍ並列接続されたディスクドライブの複数の可
変サイズ冗長グループを形成するように切換可能に相互
接続できる。Ｎ＋Ｍディスクドライブは、各データワー
ドのＮセグメント＋Ｍ冗長セグメントを記憶するのに使
われる。さらに、Ｒ個のバックアップ・ディスクドライ
ブ・プールは、動作中に故障した冗長グループのディス
クドライブの代わりに置き換えディスクドライブを自動
的に使用するように保守される。さらにまた、Ｕ個の割
り付けられないか、もしくはストックのディスクドライ
ブのプールは将来の使用のために保守され、そして予備
ドライブの冗長グループやバックアップ・プールに割り
付けられるまでパワーダウンされてもよい。
Ｒバックアップ・ディスクドライブのプールは低コス
トで高信頼性を提供する。各ディスクドライブは、その
動作における故障を検出できるように設計され、それは
冗長セグメントがマルチビットのエラー検出のためだけ
でなくマルチビット・エラー訂正のためにも使用できる
ようにする。故障したディスクドライブの識別はデータ
ワードのエラービット位置に関する情報を与え、そして
冗長データはエラーを訂正するための情報を与える。一
度、冗長グループにおける故障したディスクドライブが
識別されると、バックアップ・ディスクドライブの共用
プールからのバックアップ・ディスクドライブの故障し
たディスクドライブの代わりに自動的に切り換えられ
る。制御回路は、残りの各データワードのＮ−１セグメ
ント＋関連するＭ冗長セグメントを使って、故障ディス
クドライブ上に記憶されたデータを再構築する。冗長セ
グメントにおける故障はデータの再構築を要求しない
が、冗長情報の再生を必要とする。再構築されたデータ
はそして代わりのディスクドライブの上に書き込まれ
る。バックアップ・ディスクドライブの共用プールの使
用が改善された信頼性を与えるコストを最小限化するの
に対して、バックアップ・ディスクドライブの使用はＮ
＋Ｍ並列ディスクドライブアーキテクチャの信頼性を増
加させる。
トで高信頼性を提供する。各ディスクドライブは、その
動作における故障を検出できるように設計され、それは
冗長セグメントがマルチビットのエラー検出のためだけ
でなくマルチビット・エラー訂正のためにも使用できる
ようにする。故障したディスクドライブの識別はデータ
ワードのエラービット位置に関する情報を与え、そして
冗長データはエラーを訂正するための情報を与える。一
度、冗長グループにおける故障したディスクドライブが
識別されると、バックアップ・ディスクドライブの共用
プールからのバックアップ・ディスクドライブの故障し
たディスクドライブの代わりに自動的に切り換えられ
る。制御回路は、残りの各データワードのＮ−１セグメ
ント＋関連するＭ冗長セグメントを使って、故障ディス
クドライブ上に記憶されたデータを再構築する。冗長セ
グメントにおける故障はデータの再構築を要求しない
が、冗長情報の再生を必要とする。再構築されたデータ
はそして代わりのディスクドライブの上に書き込まれ
る。バックアップ・ディスクドライブの共用プールの使
用が改善された信頼性を与えるコストを最小限化するの
に対して、バックアップ・ディスクドライブの使用はＮ
＋Ｍ並列ディスクドライブアーキテクチャの信頼性を増
加させる。
このように切換可能で、相互接続可能な小形ファクタ
のディスクドライブの大きなプールのアーキテクチャは
また、ディスクドライブメモリの動作特性を制御するの
に大きな柔軟性を与える。ディスクドライブメモリ・シ
ステムの信頼性はディスクドライブのバックアップ・プ
ールからデータ記憶ディスクドライブ冗長グループへデ
ィスクドライブの割り付けを交互に行うことによって変
更することができる。さらに、冗長グループのサイズは
制御可能であり、それによって冗長グループサイズの混
在をディスクドライブメモリ内に同時に維持させること
ができる。種々の冗長グループが異なった性能特性に対
して最適化されうる。例えば、データ転送速度は冗長グ
ループにおけるディスクドライブの数に比例する。冗長
グループのサイズが増加した時、冗長ドライブおよび予
備プールで入手可能な予備ドライブの数は減少する。そ
して冗長グループのサイズが増加した時、物理アクチュ
エーア／仮想アクチュエータの数は減少する。
のディスクドライブの大きなプールのアーキテクチャは
また、ディスクドライブメモリの動作特性を制御するの
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ステムの信頼性はディスクドライブのバックアップ・プ
ールからデータ記憶ディスクドライブ冗長グループへデ
ィスクドライブの割り付けを交互に行うことによって変
更することができる。さらに、冗長グループのサイズは
制御可能であり、それによって冗長グループサイズの混
在をディスクドライブメモリ内に同時に維持させること
ができる。種々の冗長グループが異なった性能特性に対
して最適化されうる。例えば、データ転送速度は冗長グ
ループにおけるディスクドライブの数に比例する。冗長
グループのサイズが増加した時、冗長ドライブおよび予
備プールで入手可能な予備ドライブの数は減少する。そ
して冗長グループのサイズが増加した時、物理アクチュ
エーア／仮想アクチュエータの数は減少する。
したがって、大きな数の切換可能で相互接続可能なデ
ィスクドライブを含む無定型プールの使用は、現状のデ
ィスクドライブメモリシステムの限界を克服し、そして
またディスクドライブメモリシステムにおいて以前は利
用できなった能力を提供する。
ィスクドライブを含む無定型プールの使用は、現状のデ
ィスクドライブメモリシステムの限界を克服し、そして
またディスクドライブメモリシステムにおいて以前は利
用できなった能力を提供する。
動作において、関連する中央処理ユニットによって転
送されたデータは冗長な情報を生成するのに使われる。
冗長な情報はＭビットのエラー検出および訂正情報から
成る。冗長データはマルチビット・ハミングコード、も
しくは入りこ（ネステッド:nested）エラーコードのよ
うな、１組の分離（separate）エラーコードが可能であ
る。例えば、マルチビット・リード−ソロモン・コード
・セグメントは受信データセグメントがマルチビット・
エラー検出および訂正を与えるように生成できる。デー
タセグメントとエラーコード・セグメントはそしてパリ
ティ・セグメントを生成するのに使われ、それは個々の
ディスクドライブ上に記憶される。データと冗長情報は
ディスクドライブメモリにおけるＮ＋Ｍディスクドライ
ブにまたがって書き込まれる。さらに、ディスクドライ
ブの数Ｒは、予備のユニットまたはバックアップ・ユニ
ットとしてディスクドライブメモリにおいて維持され、
そのバックアップ・ユニットは、故障したディスクドラ
イブの代わりに自動的にオンラインに切り換えられる。
制御ソフトウェアは、故障したディスクドライブ上に記
憶されたデータを再構築し、そしてこの再構築されたデ
ータを故障ディスクドライブユニットを置き換えるため
に選択されるバックアップ・ディスクドライブに書き込
むよう提供される。
送されたデータは冗長な情報を生成するのに使われる。
冗長な情報はＭビットのエラー検出および訂正情報から
成る。冗長データはマルチビット・ハミングコード、も
しくは入りこ（ネステッド:nested）エラーコードのよ
うな、１組の分離（separate）エラーコードが可能であ
る。例えば、マルチビット・リード−ソロモン・コード
・セグメントは受信データセグメントがマルチビット・
エラー検出および訂正を与えるように生成できる。デー
タセグメントとエラーコード・セグメントはそしてパリ
ティ・セグメントを生成するのに使われ、それは個々の
ディスクドライブ上に記憶される。データと冗長情報は
ディスクドライブメモリにおけるＮ＋Ｍディスクドライ
ブにまたがって書き込まれる。さらに、ディスクドライ
ブの数Ｒは、予備のユニットまたはバックアップ・ユニ
ットとしてディスクドライブメモリにおいて維持され、
そのバックアップ・ユニットは、故障したディスクドラ
イブの代わりに自動的にオンラインに切り換えられる。
制御ソフトウェアは、故障したディスクドライブ上に記
憶されたデータを再構築し、そしてこの再構築されたデ
ータを故障ディスクドライブユニットを置き換えるため
に選択されるバックアップ・ディスクドライブに書き込
むよう提供される。
ディスクドライブメモリへデータを書き込む関連中央
処理ユニットに応答して、ディスクドライブメモリにお
ける制御モジュールは受信データを複数（Ｎ）のセグメ
ントに分割する。制御モジュールはまた、もし一つまた
はそれ以上のセグメントがディスクドライブ故障によっ
て不意に失われたならば、Ｎセグメントデータの一つま
たはそれ以上の再構築に使われる冗長データを表すＭ冗
長セングメントを生成する。ディスクドライブメモリに
おけるディスクドライブマネージャは、ディスクドライ
ブメモリの複数のディスクドライブからＮ＋Ｍディスク
ドライブを選択し、データファイルとその関連する冗長
セグメントが記憶された冗長グループとして機能させ
る。制御モジュールは、冗長グループの部分として選択
されたＮ＋ＭディスクドライブのＮの個々の１つの上に
各Ｎデータセグメントを書き込む。さらに、Ｍ冗長セグ
メントはＭ個の選択された冗長ディスクドライブに書き
込まれる。したがって、データとその関連する冗長情報
はシングル・ディスクドライブの代わりにＮ＋Ｍディス
クドライブの上に書き込まれる。したがって、シングル
・ディスクドライブの故障はデータのＮセグメントの一
つに影響を与えるだけである。残りのＮ−１データセグ
メントにＭ冗長ディスクドライブに記憶された冗長セグ
メントをプラスしたものは、シングル・ディスクドライ
ブの故障によって上記データから欠けたデータセグメン
トもしくは失われたデータセグメントを再構築するのに
使われる。
処理ユニットに応答して、ディスクドライブメモリにお
ける制御モジュールは受信データを複数（Ｎ）のセグメ
ントに分割する。制御モジュールはまた、もし一つまた
はそれ以上のセグメントがディスクドライブ故障によっ
て不意に失われたならば、Ｎセグメントデータの一つま
たはそれ以上の再構築に使われる冗長データを表すＭ冗
長セングメントを生成する。ディスクドライブメモリに
おけるディスクドライブマネージャは、ディスクドライ
ブメモリの複数のディスクドライブからＮ＋Ｍディスク
ドライブを選択し、データファイルとその関連する冗長
セグメントが記憶された冗長グループとして機能させ
る。制御モジュールは、冗長グループの部分として選択
されたＮ＋ＭディスクドライブのＮの個々の１つの上に
各Ｎデータセグメントを書き込む。さらに、Ｍ冗長セグ
メントはＭ個の選択された冗長ディスクドライブに書き
込まれる。したがって、データとその関連する冗長情報
はシングル・ディスクドライブの代わりにＮ＋Ｍディス
クドライブの上に書き込まれる。したがって、シングル
・ディスクドライブの故障はデータのＮセグメントの一
つに影響を与えるだけである。残りのＮ−１データセグ
メントにＭ冗長ディスクドライブに記憶された冗長セグ
メントをプラスしたものは、シングル・ディスクドライ
ブの故障によって上記データから欠けたデータセグメン
トもしくは失われたデータセグメントを再構築するのに
使われる。
このようにして、冗長情報は、複数のバックアップ・
ディスクドライブとしてのデータのバックアップを与え
るのに使われる。ディスク・シャドウイング・バックア
ップとしての各ディスクドライブの複製を要求する代わ
りに、データは複数のディスクドライブを通して拡散さ
れ、その結果、シングル・ディスクドライブの故障は一
時的に1/Nのデータの喪失を生じるだけである。Ｍディ
クスドライブに書き込まれた冗長セグメントは、ディス
クドライブメモリにおけるソフトウェアがある期間を通
して新たなディスクドライブ上に失われたデータセグメ
ントを再構築することを可能にする。しかしながら、デ
ータは、CPUによって要求されると同じ実時間の要求で
再構築可能であり、その結果、元のディスク故障はCPU
に対してトランスペアレントである。したがって、各Ｎ
データ・ディスクドライブに対するＭ冗長ディスクドラ
イブの提供に加えて待機ディスクドライブ、またはバッ
クアップ・ディスクドライブのプールの提供は、このデ
ィスクドライブメモリのディスクドライブ上に記憶され
た全てのデータに対する完全なバックアップを与える。
そのような構成は許容されるコストで高信頼性を提供
し、そのコストは、ディスク・シャドウイングや従来の
ディスクドライブメモリアレイシステムの高維持費のよ
うな２種バックアップ・ディスクドライブを提供するコ
ストに比べてずっと低い。待機ドライブのプール・サイ
ズ、割り付けられていないパワーダウンされたディスク
ドライブのプール・サイズ、そしてドライブ故障の比率
は、要求されるサービス・コールの間隔を決定する。十
分に大きなプールは、それなりのコストをセーブしなが
ら１年に一度またはそれ以下の頻度でのサービスを許容
する。本発明のこれらの利点、および他の利点は、詳細
な説明を読むことによって明らかとなるであろう。
ディスクドライブとしてのデータのバックアップを与え
るのに使われる。ディスク・シャドウイング・バックア
ップとしての各ディスクドライブの複製を要求する代わ
りに、データは複数のディスクドライブを通して拡散さ
れ、その結果、シングル・ディスクドライブの故障は一
時的に1/Nのデータの喪失を生じるだけである。Ｍディ
クスドライブに書き込まれた冗長セグメントは、ディス
クドライブメモリにおけるソフトウェアがある期間を通
して新たなディスクドライブ上に失われたデータセグメ
ントを再構築することを可能にする。しかしながら、デ
ータは、CPUによって要求されると同じ実時間の要求で
再構築可能であり、その結果、元のディスク故障はCPU
に対してトランスペアレントである。したがって、各Ｎ
データ・ディスクドライブに対するＭ冗長ディスクドラ
イブの提供に加えて待機ディスクドライブ、またはバッ
クアップ・ディスクドライブのプールの提供は、このデ
ィスクドライブメモリのディスクドライブ上に記憶され
た全てのデータに対する完全なバックアップを与える。
そのような構成は許容されるコストで高信頼性を提供
し、そのコストは、ディスク・シャドウイングや従来の
ディスクドライブメモリアレイシステムの高維持費のよ
うな２種バックアップ・ディスクドライブを提供するコ
ストに比べてずっと低い。待機ドライブのプール・サイ
ズ、割り付けられていないパワーダウンされたディスク
ドライブのプール・サイズ、そしてドライブ故障の比率
は、要求されるサービス・コールの間隔を決定する。十
分に大きなプールは、それなりのコストをセーブしなが
ら１年に一度またはそれ以下の頻度でのサービスを許容
する。本発明のこれらの利点、および他の利点は、詳細
な説明を読むことによって明らかとなるであろう。
図面の簡単な説明 図１はディスクドライブメモリのアーキテクチャをブ
ロック図形式で示したものである。
ロック図形式で示したものである。
図２はブロック図形式のディスク・サブシステムを示
したものである。
したものである。
図３はブロック図形式の制御モジュールを示したもの
である。
である。
図４はブロック図形式のディスク・マネージャを示し
たものである。
たものである。
図５はフロー図形式でデータ冗長セグメントを与える
典型的な方法を示したものである。
典型的な方法を示したものである。
図面の詳細な説明 本発明にかゝるディスクドライブメモリは単ディスク
ドライブの代りに複数の小型ファクターのディスクドラ
イブを用いて安価な高性能の高信頼性のディスクドライ
ブメモリを供給するものであって、大型ファクターのデ
ィスクドライブのフォーマットおよび可能性を提供する
ものである。複数のディスクドライブはスイッチによっ
て結合するようになっており、データを蓄積するために
接続された並列のＮ＋Ｍの可変の大きさの複数の冗長群
を形成する。Ｎ＋Ｍのディスクドライブは各データ語の
ＮセグメントとＭ冗長セグメントを蓄積するために用い
られる。さらにＲのバックアップ・ディスクドライブの
プールは動作中に故障があったディスクドライブに対し
てディスクドライブを自動的に交換するために用いられ
る。
ドライブの代りに複数の小型ファクターのディスクドラ
イブを用いて安価な高性能の高信頼性のディスクドライ
ブメモリを供給するものであって、大型ファクターのデ
ィスクドライブのフォーマットおよび可能性を提供する
ものである。複数のディスクドライブはスイッチによっ
て結合するようになっており、データを蓄積するために
接続された並列のＮ＋Ｍの可変の大きさの複数の冗長群
を形成する。Ｎ＋Ｍのディスクドライブは各データ語の
ＮセグメントとＭ冗長セグメントを蓄積するために用い
られる。さらにＲのバックアップ・ディスクドライブの
プールは動作中に故障があったディスクドライブに対し
てディスクドライブを自動的に交換するために用いられ
る。
バックアップディスクドライブのプールは低価格にし
て高信頼性を提供する。各ディスクドライブはその動作
中における欠陥を検出することができるように設計され
ておって冗長セグメントは単にエラー検出（誤差検出）
だけでなくエラー（誤差）の訂正に用いることもでき
る。故障のあったディスクドライブの確認は、データワ
ードにおけるエラーのビット位置に関する情報を提供
し、冗長データはエラーそれ自体の訂正する情報を提供
する。一たび、故障したディスクドライブが確認される
と、バックアップ・ディスクドライブの配当されたプー
ルからのバックアップ・ディスクドライブが、故障した
ディスクドライブの代わりに自動的にスイッチされる。
制御回路が残りのデータワードのＮ−１セグメントと関
連冗長セグメントを用いて、故障したディスクドライブ
に蓄積されたデータを再構成する。冗長セグメントにお
けるエラーはデータの再構成を必要とせず冗長情報の再
生成を必要とする。再構成されたデータはついで代替の
ディスクドライブに書き込まれる。バックアップ・ドラ
イブドライブの使用はＮ＋Ｍ並列ディスクドライブ構成
の信頼性を増加し、バックアップ・ディスクドライブの
配当されたプールの使用は改良された信頼性を提供する
ための価格を最小限にする。
て高信頼性を提供する。各ディスクドライブはその動作
中における欠陥を検出することができるように設計され
ておって冗長セグメントは単にエラー検出（誤差検出）
だけでなくエラー（誤差）の訂正に用いることもでき
る。故障のあったディスクドライブの確認は、データワ
ードにおけるエラーのビット位置に関する情報を提供
し、冗長データはエラーそれ自体の訂正する情報を提供
する。一たび、故障したディスクドライブが確認される
と、バックアップ・ディスクドライブの配当されたプー
ルからのバックアップ・ディスクドライブが、故障した
ディスクドライブの代わりに自動的にスイッチされる。
制御回路が残りのデータワードのＮ−１セグメントと関
連冗長セグメントを用いて、故障したディスクドライブ
に蓄積されたデータを再構成する。冗長セグメントにお
けるエラーはデータの再構成を必要とせず冗長情報の再
生成を必要とする。再構成されたデータはついで代替の
ディスクドライブに書き込まれる。バックアップ・ドラ
イブドライブの使用はＮ＋Ｍ並列ディスクドライブ構成
の信頼性を増加し、バックアップ・ディスクドライブの
配当されたプールの使用は改良された信頼性を提供する
ための価格を最小限にする。
切換可能でかつ相互接続可能な小形ファクタのディス
クドライブの大きいプールの構成はディスクドライブメ
モリの操作特性を制御するために大きい柔軟性を提供す
る。ディスクドライブメモリシステムの信頼性はディス
クドライブの割当てをディスクドライブのバックアップ
プールからデータ蓄積ディスクドライブ冗長群にかえる
ことによって変形される。さらに、各冗長群の大きさは
制御可能であって、冗長群の大きさの混合をディスクド
ライブメモリに同時に維持することができる。種々の冗
長群が種々の性能特性に対して最適化することができ
る。例えば、データ転移率は冗長群におけるディスクド
ライブ数に比例し、冗長群の大きさが増加すると、冗長
駆動と配当駆動の数は予備のプールの減少に役立ち、冗
長群の大きさが増加すると物理的アクチュエータ／実質
的アクチュエータの数が減少する。
クドライブの大きいプールの構成はディスクドライブメ
モリの操作特性を制御するために大きい柔軟性を提供す
る。ディスクドライブメモリシステムの信頼性はディス
クドライブの割当てをディスクドライブのバックアップ
プールからデータ蓄積ディスクドライブ冗長群にかえる
ことによって変形される。さらに、各冗長群の大きさは
制御可能であって、冗長群の大きさの混合をディスクド
ライブメモリに同時に維持することができる。種々の冗
長群が種々の性能特性に対して最適化することができ
る。例えば、データ転移率は冗長群におけるディスクド
ライブ数に比例し、冗長群の大きさが増加すると、冗長
駆動と配当駆動の数は予備のプールの減少に役立ち、冗
長群の大きさが増加すると物理的アクチュエータ／実質
的アクチュエータの数が減少する。
かくして、切換可能でかつ相互接続可能な多数のディ
スクドライブを含む無形のプールの使用は、現存するデ
ィスドライブメモリシステムの制限を克服し、ディスク
ドライブメモリシステムに前もって不使用の可能性を提
供する。
スクドライブを含む無形のプールの使用は、現存するデ
ィスドライブメモリシステムの制限を克服し、ディスク
ドライブメモリシステムに前もって不使用の可能性を提
供する。
操作においては、関連する中央処理ユニットによって
伝達されたデータは冗長情報を発生するに用いられる。
冗長情報はエラー検出および訂正情報のＭビットからな
る。冗長データはマルチビット・ハミングコードもしく
は分離したエラーコードのセット、例えばネステッドエ
ラーコードのごときものである。例えば、マルチビット
・リード−ソロモン・コード・セグメントが、受け取ら
れたデータセグメントに対して発生してマルチビットエ
ラー検出および訂正を提供することができる。データセ
グメントおよびエラーコードセグメントはそこで分離デ
ィスクドライブに蓄積されるパリティセグメントを発生
するために用いられる。データおよび冗長情報はディス
クドライブメモリのＮ＋Ｍディスクドライブにわたって
書き込まれる。さらに、ディスクドライブの数はディス
クドライブメモリにスペアもしくはバックアップユニッ
トとして維持され、そのバックアップユニットは、故障
したディスクドライブの代わりに自動的にラインにスイ
ッチされる。制御ソフトウェアが設けられ、誤ったディ
スクドライブに蓄積されたデータを再構成し、この再構
成されたデータをこの誤ったディスクドライブユニット
の代わりに選択されたバックアップ・ディスクドライブ
に書き込む。
伝達されたデータは冗長情報を発生するに用いられる。
冗長情報はエラー検出および訂正情報のＭビットからな
る。冗長データはマルチビット・ハミングコードもしく
は分離したエラーコードのセット、例えばネステッドエ
ラーコードのごときものである。例えば、マルチビット
・リード−ソロモン・コード・セグメントが、受け取ら
れたデータセグメントに対して発生してマルチビットエ
ラー検出および訂正を提供することができる。データセ
グメントおよびエラーコードセグメントはそこで分離デ
ィスクドライブに蓄積されるパリティセグメントを発生
するために用いられる。データおよび冗長情報はディス
クドライブメモリのＮ＋Ｍディスクドライブにわたって
書き込まれる。さらに、ディスクドライブの数はディス
クドライブメモリにスペアもしくはバックアップユニッ
トとして維持され、そのバックアップユニットは、故障
したディスクドライブの代わりに自動的にラインにスイ
ッチされる。制御ソフトウェアが設けられ、誤ったディ
スクドライブに蓄積されたデータを再構成し、この再構
成されたデータをこの誤ったディスクドライブユニット
の代わりに選択されたバックアップ・ディスクドライブ
に書き込む。
ディスクドライブメモリにデータを書込む関連する中
央処理ユニットに応答して、ディスクドライブメモリの
制御モジュールが受取ったデータを複数のＮセグメント
に分割する。制御モジュールはまたＭ冗長セグメントを
発生し、もし１もしくはそれ以上のセグメントがディス
クドライブの故障によって不注意に失われたときデータ
のＮセグメントの１つを再構成するに用いることのでき
る冗長データを示すＭ冗長セグメントを発生する。ディ
スクドライブメモリのディスクドライブマネージャは、
ディスクドライブメモリの複数のディスクドライブから
Ｎ＋Ｍディスクドライブを選択し、データファイルおよ
びその関連冗長セグメントがストアされている冗長群と
して機能させる。制御モジュールはＮデータセグメント
の各々を冗長群の一部として選択されたＮ＋Ｍディスク
ドライブのＮの分離された１つに書き込む。さらに、Ｎ
冗長セグメントは残りの選択されたディスクドライブＭ
に書き込む。かくしてデータおよびその関連冗長情報は
単一ディスクドライブの代わりにＮ＋Ｍディスクドライ
ブに書き込まれる。したがって、単一ディスクドライブ
の故障はデータのセグメントの１つに衝撃を与えるであ
ろう。データの残りのＮ−１セグメントとＭディスクド
ライブに蓄積されたＭ冗長セグメントは、冗長群におけ
る１もしくはそれ以上のディスクドライブの故障によっ
て上記データから欠けたデータセグメントもしくは失わ
れたデータセグメントを再構成するために用いることが
できる。
央処理ユニットに応答して、ディスクドライブメモリの
制御モジュールが受取ったデータを複数のＮセグメント
に分割する。制御モジュールはまたＭ冗長セグメントを
発生し、もし１もしくはそれ以上のセグメントがディス
クドライブの故障によって不注意に失われたときデータ
のＮセグメントの１つを再構成するに用いることのでき
る冗長データを示すＭ冗長セグメントを発生する。ディ
スクドライブメモリのディスクドライブマネージャは、
ディスクドライブメモリの複数のディスクドライブから
Ｎ＋Ｍディスクドライブを選択し、データファイルおよ
びその関連冗長セグメントがストアされている冗長群と
して機能させる。制御モジュールはＮデータセグメント
の各々を冗長群の一部として選択されたＮ＋Ｍディスク
ドライブのＮの分離された１つに書き込む。さらに、Ｎ
冗長セグメントは残りの選択されたディスクドライブＭ
に書き込む。かくしてデータおよびその関連冗長情報は
単一ディスクドライブの代わりにＮ＋Ｍディスクドライ
ブに書き込まれる。したがって、単一ディスクドライブ
の故障はデータのセグメントの１つに衝撃を与えるであ
ろう。データの残りのＮ−１セグメントとＭディスクド
ライブに蓄積されたＭ冗長セグメントは、冗長群におけ
る１もしくはそれ以上のディスクドライブの故障によっ
て上記データから欠けたデータセグメントもしくは失わ
れたデータセグメントを再構成するために用いることが
できる。
このようにして、冗長情報は複数のバックアップ・デ
ィスクドライブのようにデータに対してバックアップを
提供するために用いる。ディス・シャドウイングのよう
に各ディスクドライブの写しを要求する代わりに、デー
タは複数のディスクドライブにわたって拡がり、単一デ
ィスクドライブの誤りはデータの1/Nの一時的損失を発
生するだけですむ。Ｍ分離ディスクドライブに書き込ま
れたＭ冗長セグメントは時間周期にわたって新規のドラ
イブをデータの損失セグメントに再構成するようにディ
スクドライブメモリにソフトウェアを可能にするように
駆動する。しかし、データはCPUによって要求されるよ
うな必要によっては実時間に構成することもできる。し
たがって、各Ｎデータディスクドライブに対するＭ冗長
ディスクドライブの準備および待機ディスクドライブも
しくはバックアップ・ディスクドライブのプールの準備
は、このディスクドライブメモリのディスクドライブに
蓄積されたデータのすべてに対してフルバックアップを
提供する。かゝる配列は合理的な価格において高信頼性
を提供する。この価格は、ディスク・シャドウイングに
おけるような複製バックアップを提供するコストもしく
は従来のディスクドライブメモリ配列システムの高維持
費よりもはるかに安い。
ィスクドライブのようにデータに対してバックアップを
提供するために用いる。ディス・シャドウイングのよう
に各ディスクドライブの写しを要求する代わりに、デー
タは複数のディスクドライブにわたって拡がり、単一デ
ィスクドライブの誤りはデータの1/Nの一時的損失を発
生するだけですむ。Ｍ分離ディスクドライブに書き込ま
れたＭ冗長セグメントは時間周期にわたって新規のドラ
イブをデータの損失セグメントに再構成するようにディ
スクドライブメモリにソフトウェアを可能にするように
駆動する。しかし、データはCPUによって要求されるよ
うな必要によっては実時間に構成することもできる。し
たがって、各Ｎデータディスクドライブに対するＭ冗長
ディスクドライブの準備および待機ディスクドライブも
しくはバックアップ・ディスクドライブのプールの準備
は、このディスクドライブメモリのディスクドライブに
蓄積されたデータのすべてに対してフルバックアップを
提供する。かゝる配列は合理的な価格において高信頼性
を提供する。この価格は、ディスク・シャドウイングに
おけるような複製バックアップを提供するコストもしく
は従来のディスクドライブメモリ配列システムの高維持
費よりもはるかに安い。
信頼性 信頼性の１つの寸度は誤り間の機能平均時間であって
これによってシステムが比較できる単位である。単位時
間に誤りを一定率ｆを有する単一素子に対しては誤り間
平均時間は1/fである。ｎシリーズの接続された素子の
システムの全信頼度は、ユニットのすべてが操作システ
ムにおいて操作されているときは、単純に各信頼性機能
の積である。すべての素子が一定の誤り率を有する場合
には誤り間平均時間は1/nfである。
これによってシステムが比較できる単位である。単位時
間に誤りを一定率ｆを有する単一素子に対しては誤り間
平均時間は1/fである。ｎシリーズの接続された素子の
システムの全信頼度は、ユニットのすべてが操作システ
ムにおいて操作されているときは、単純に各信頼性機能
の積である。すべての素子が一定の誤り率を有する場合
には誤り間平均時間は1/nfである。
素子の信頼性は常に１より小さいか１に等しい、そし
て接続された１連の素子の信頼性は常に単一素子の信頼
性よりも小さいか等しい。高システム信頼性を達成する
ためには、極高信頼性素子が必要かもしくは冗長性が用
いられる。冗長性はオンラインユニットが誤ったときに
動作するシステムを維持するに用いられるスペアユニッ
トを準備する。（ｎ−Ｋ）ｎ待機冗長システムに対して
は、誤り間平均時間は（Ｋ＋１）/f（ｎ−Ｋ）となる。
こゝに（ｎ−Ｋ）/nは全素子がｎでＲがスペアでｎ−Ｋ
のみが操作システムに対して操作されるものとする。
て接続された１連の素子の信頼性は常に単一素子の信頼
性よりも小さいか等しい。高システム信頼性を達成する
ためには、極高信頼性素子が必要かもしくは冗長性が用
いられる。冗長性はオンラインユニットが誤ったときに
動作するシステムを維持するに用いられるスペアユニッ
トを準備する。（ｎ−Ｋ）ｎ待機冗長システムに対して
は、誤り間平均時間は（Ｋ＋１）/f（ｎ−Ｋ）となる。
こゝに（ｎ−Ｋ）/nは全素子がｎでＲがスペアでｎ−Ｋ
のみが操作システムに対して操作されるものとする。
システムの信頼性は誤りのユニットを固定し、それを
完全操作可能に回復させることを含むリペアを用いるこ
とによって著るしく増加させることができる。これには
２つの型がある、それは要求によるものと周期的なもの
である。要求によるリペアは各誤りが発生したときから
始めてリペア率ｕをもってリペア操作を行う。周期的リ
ペアは規則的な間隔で定期的なリペアを行う。これは最
後のリペアが訪れてから誤りのあったすべてのユニット
をリペアする。要求されたリペア過程として同一の信頼
性をもつが維持プロセスが単純化される場合には周期的
スペアに対してスペアユニットが要求される。かくし
て、冗長性方式およびリペア方式を適切に選択すること
によって高信頼性が得られる。ディスクドライブメモリ
構成の選択における他のファクタはデータ再構成方法で
ある。８ビットバイトにおける２ビットエラーを検出
し、１つを訂正するためにはハミングコードを用いた８
ビットデータバイトあたり５エラーチェックビットを必
要とする。もしも欠陥ビットの位置が既知であるならば
データ再構成は単エラーチェック（パリティ）ビットで
達成される。本発明のディスクドライブメモリの構成は
マルチビット・エラー検出およびエラー回復に対してＭ
冗長ビットを使用することを可能とし、それに加えて冗
長およびリペア方法の選択に柔軟性をもたせ低価格の高
信頼性のディスクドライブメモリを提供するという利益
を有する。
完全操作可能に回復させることを含むリペアを用いるこ
とによって著るしく増加させることができる。これには
２つの型がある、それは要求によるものと周期的なもの
である。要求によるリペアは各誤りが発生したときから
始めてリペア率ｕをもってリペア操作を行う。周期的リ
ペアは規則的な間隔で定期的なリペアを行う。これは最
後のリペアが訪れてから誤りのあったすべてのユニット
をリペアする。要求されたリペア過程として同一の信頼
性をもつが維持プロセスが単純化される場合には周期的
スペアに対してスペアユニットが要求される。かくし
て、冗長性方式およびリペア方式を適切に選択すること
によって高信頼性が得られる。ディスクドライブメモリ
構成の選択における他のファクタはデータ再構成方法で
ある。８ビットバイトにおける２ビットエラーを検出
し、１つを訂正するためにはハミングコードを用いた８
ビットデータバイトあたり５エラーチェックビットを必
要とする。もしも欠陥ビットの位置が既知であるならば
データ再構成は単エラーチェック（パリティ）ビットで
達成される。本発明のディスクドライブメモリの構成は
マルチビット・エラー検出およびエラー回復に対してＭ
冗長ビットを使用することを可能とし、それに加えて冗
長およびリペア方法の選択に柔軟性をもたせ低価格の高
信頼性のディスクドライブメモリを提供するという利益
を有する。
ディスクドライブメモリのアーキテクチャ 図１はディスクドライブメモリ100の好適な実施例の
アーキテクチャを、ブロック線図の形式で図解するもの
である。数多くの代替の実施形態が可能であり、この実
施例は本発明の概念を図解するとともに、高信頼性、高
性能、かつ非高価なディスクドライブメモリを提供す
る。ディスクドライブメモリ100は、協働する中央処理
ユニットには１つの大規模なディスクドライブまたは大
規模なディスクドライブの集合体であるようにみえる
が、その理由は、ディスクドライブメモリ100のアーキ
テクチャは、協働する中央処理ユニットに対して透明で
あるからである。このディスクドライブメモリ100は、
ディスクドライブ130−Ｏないし130−Ｋの複数のディス
クドライブを包含し、該ディスクドライブの各個は、非
高価なしかもかなりに信頼可能なディスクドライブであ
る。ディスクドライブ130−Ｏないし130−Ｋの複数個
は、冗長な情報を記憶するディスクドライブ、およびバ
ックアップの目的のためのディスクドライブをともなう
場合においてさえ、ディスクドライブメモリにおける各
ディスクドライブ用に代表的な14インチ形式のファクタ
のバックアップ・ディスクドライブを設ける場合に比べ
て、相当に、より安価である。ディスクドライブ130−
Ｏないし130−Ｋの複数個は、代表的には、５−1/4イン
チ形式のファクターの商品のハードディスクドライブで
ある。
アーキテクチャを、ブロック線図の形式で図解するもの
である。数多くの代替の実施形態が可能であり、この実
施例は本発明の概念を図解するとともに、高信頼性、高
性能、かつ非高価なディスクドライブメモリを提供す
る。ディスクドライブメモリ100は、協働する中央処理
ユニットには１つの大規模なディスクドライブまたは大
規模なディスクドライブの集合体であるようにみえる
が、その理由は、ディスクドライブメモリ100のアーキ
テクチャは、協働する中央処理ユニットに対して透明で
あるからである。このディスクドライブメモリ100は、
ディスクドライブ130−Ｏないし130−Ｋの複数のディス
クドライブを包含し、該ディスクドライブの各個は、非
高価なしかもかなりに信頼可能なディスクドライブであ
る。ディスクドライブ130−Ｏないし130−Ｋの複数個
は、冗長な情報を記憶するディスクドライブ、およびバ
ックアップの目的のためのディスクドライブをともなう
場合においてさえ、ディスクドライブメモリにおける各
ディスクドライブ用に代表的な14インチ形式のファクタ
のバックアップ・ディスクドライブを設ける場合に比べ
て、相当に、より安価である。ディスクドライブ130−
Ｏないし130−Ｋの複数個は、代表的には、５−1/4イン
チ形式のファクターの商品のハードディスクドライブで
ある。
ディスクドライブ130−Ｏないし130−Ｋの各個は、デ
ィスクドライブ相互接続装置に接続され、該ディスクド
ライブ相互接続装置は、この例においては、図１に示さ
れる交差点スイッチ（すなわち、クロスポイントスイッ
チ）121−124の複数個である。図解の目的のために、４
個の交差点スイッチ121−124が図１に示され、これらの
４個の交差点スイッチ121−124は各々がディスクドライ
ブ130−Ｏないし130−Ｋのすべてに接続されている。各
交差点スイッチ（例えば121）は、協働するＫ個の導体1
40−Ｏないし141−Ｋにより、対応する協働するディス
クドライブ130−Ｏないし130−Ｋに接続されている。こ
のようにして、各交差点121−124は、ディスクドライブ
メモリにおける各ディスクドライブ130−Ｏないし130K
を、協働する指定された導体を経由して、アクセスする
ことができる。交差点スイッチ121−124自体は、Ｎ＋Ｍ
対Ｋのスイッチであり、交差点スイッチの１つの側にお
けるＮ＋Ｍ個の信号リードを、交差線スイッチ121の他
の側のＫ個の信号リードに相互接続するものである。交
差点スイッチ121を通る伝送は、２方向性の性質のもの
であり、それによりデータが交差点スイッチ121を通っ
てディスクドライブへ書き込まれ、またはデータを交差
点スイッチを通って読み取ることができる。このように
して、各交差点スイッチ121−124は、ディスクドライブ
130−Ｏないし120KのＮ＋Ｍ個を並列に接続させ、冗長
グループを形成させるのに役立つ。
ィスクドライブ相互接続装置に接続され、該ディスクド
ライブ相互接続装置は、この例においては、図１に示さ
れる交差点スイッチ（すなわち、クロスポイントスイッ
チ）121−124の複数個である。図解の目的のために、４
個の交差点スイッチ121−124が図１に示され、これらの
４個の交差点スイッチ121−124は各々がディスクドライ
ブ130−Ｏないし130−Ｋのすべてに接続されている。各
交差点スイッチ（例えば121）は、協働するＫ個の導体1
40−Ｏないし141−Ｋにより、対応する協働するディス
クドライブ130−Ｏないし130−Ｋに接続されている。こ
のようにして、各交差点121−124は、ディスクドライブ
メモリにおける各ディスクドライブ130−Ｏないし130K
を、協働する指定された導体を経由して、アクセスする
ことができる。交差点スイッチ121−124自体は、Ｎ＋Ｍ
対Ｋのスイッチであり、交差点スイッチの１つの側にお
けるＮ＋Ｍ個の信号リードを、交差線スイッチ121の他
の側のＫ個の信号リードに相互接続するものである。交
差点スイッチ121を通る伝送は、２方向性の性質のもの
であり、それによりデータが交差点スイッチ121を通っ
てディスクドライブへ書き込まれ、またはデータを交差
点スイッチを通って読み取ることができる。このように
して、各交差点スイッチ121−124は、ディスクドライブ
130−Ｏないし120KのＮ＋Ｍ個を並列に接続させ、冗長
グループを形成させるのに役立つ。
図１は制御モジュール（すなわち、コントロールモジ
ュール）101−104の複数個を図解し、該制御モジュール
の各個は協働する交差点スイッチ121−124に接続され
る。各制御モジュール（例えば101）は、Ｎ＋Ｍ個のデ
ータリードおよび単一の制御リード111を経由して、協
働する交差点スイッチ121に接続される。制御モジュー
ル101は、制御リードを通して伝送される制御信号によ
り、制御モジュール101からのＮ＋Ｍ個の信号リードを
Ｋ個のディスクドライブ130−Ｏないし130−ＫのＮ＋Ｍ
個の指定されたものに相互接続させるよう交差スイッチ
121を作動させることができる。この相互接続がひとた
び達成されると、制御モジュール101は、Ｎ＋Ｍ個のデ
ータリード111および交差点スイッチ121を介しての相互
接続を経由して、Ｋ個のディスクドライブ130−Ｏない
し130−ＫのＮ＋Ｍ個における指定されたサブセットに
直接に接続される。このサブセットにはＮ＋Ｍ個のディ
スクドライブが存在し、交差点スイッチ121は、制御ユ
ニット101からのＮ＋Ｍ個の信号リードの各個をサブセ
ットにおけるディスクドライブの１つの協働する対応す
る信号リードに接続することにより、制御モジュール10
1をサブセットに存在するこれらのディスクドライブに
相互接続する。したがって、制御ユニット101と、ディ
スクドライブ130−Ｏないし130−Ｋの集合体におけるＮ
＋Ｍ個のディスクドライブの間に直接の接続が確立され
る。それにより、制御ユニット101は、このサブセット
におけるディスクドライブに対し、この接続を直接に通
して、データの読取りおよび書込みを行うことができ
る。
ュール）101−104の複数個を図解し、該制御モジュール
の各個は協働する交差点スイッチ121−124に接続され
る。各制御モジュール（例えば101）は、Ｎ＋Ｍ個のデ
ータリードおよび単一の制御リード111を経由して、協
働する交差点スイッチ121に接続される。制御モジュー
ル101は、制御リードを通して伝送される制御信号によ
り、制御モジュール101からのＮ＋Ｍ個の信号リードを
Ｋ個のディスクドライブ130−Ｏないし130−ＫのＮ＋Ｍ
個の指定されたものに相互接続させるよう交差スイッチ
121を作動させることができる。この相互接続がひとた
び達成されると、制御モジュール101は、Ｎ＋Ｍ個のデ
ータリード111および交差点スイッチ121を介しての相互
接続を経由して、Ｋ個のディスクドライブ130−Ｏない
し130−ＫのＮ＋Ｍ個における指定されたサブセットに
直接に接続される。このサブセットにはＮ＋Ｍ個のディ
スクドライブが存在し、交差点スイッチ121は、制御ユ
ニット101からのＮ＋Ｍ個の信号リードの各個をサブセ
ットにおけるディスクドライブの１つの協働する対応す
る信号リードに接続することにより、制御モジュール10
1をサブセットに存在するこれらのディスクドライブに
相互接続する。したがって、制御ユニット101と、ディ
スクドライブ130−Ｏないし130−Ｋの集合体におけるＮ
＋Ｍ個のディスクドライブの間に直接の接続が確立され
る。それにより、制御ユニット101は、このサブセット
におけるディスクドライブに対し、この接続を直接に通
して、データの読取りおよび書込みを行うことができ
る。
ディスクドライブへ書き込まれたデータは、協働する
中央処理ユニットからバス150を通って指示装置（すな
わち、ダイレクタ）151−154の１つへ伝送されるデータ
からなる。データファイルは例えば指示装置151へ書き
込まれるが、該指示装置151はこのデータを記憶しこの
受信したデータを導体161を通って制御モジュール101へ
転送する。制御モジュール101は受信したデータをＮ個
のセグメントに区分し、また、エラーの訂正の目的のた
めにＭ個の冗長セグメントを発生させる。データセグメ
ントの数Ｎは可変であり、それにより、制御モジュール
101は、Ｎが固定された量であるよりはむしろ、数Ｎを
選択することができる。例えば、制御モジュール101
は、中央処理ユニットから受信した、８ビットの広がり
をもつ語の形式をもつデータについてＮ＝８を選択する
ことができ、一方、制御モジュール101は、16ビットの
広がりをもつ語の形式をもつデータについてＮ＝16を選
択することができる。制御モジュール101はまた、Ｎの
サイズを、他の選択されたパラメータ、例えば、ディス
クドライブメモリにおける読取り／書込み動作のレベ
ル、データの予備用コピイの利用可能性および装置、等
の関数として、変化させることができる。データの各セ
グメントは、選択されたサブセットにおけるＮ個のディ
スクドライブの１つに書き込まれる。追加のＭ個のディ
スクドライブが、Ｍ個の冗長のセグメントを記憶するた
めに、サブセットにおいて用いられる。このＭ個の冗長
のセグメントは、エラー訂正の文字およびデータを包含
し、該データは、Ｎ個のディスクドライブに記憶される
データの完全性を検証する、およびデータセグメントが
記憶されているディスクドライブの故障によりセグメン
トが喪失されたときデータのＮ個のセグメントの１個ま
たは複数個を再構成するのに用いられることができる。
中央処理ユニットからバス150を通って指示装置（すな
わち、ダイレクタ）151−154の１つへ伝送されるデータ
からなる。データファイルは例えば指示装置151へ書き
込まれるが、該指示装置151はこのデータを記憶しこの
受信したデータを導体161を通って制御モジュール101へ
転送する。制御モジュール101は受信したデータをＮ個
のセグメントに区分し、また、エラーの訂正の目的のた
めにＭ個の冗長セグメントを発生させる。データセグメ
ントの数Ｎは可変であり、それにより、制御モジュール
101は、Ｎが固定された量であるよりはむしろ、数Ｎを
選択することができる。例えば、制御モジュール101
は、中央処理ユニットから受信した、８ビットの広がり
をもつ語の形式をもつデータについてＮ＝８を選択する
ことができ、一方、制御モジュール101は、16ビットの
広がりをもつ語の形式をもつデータについてＮ＝16を選
択することができる。制御モジュール101はまた、Ｎの
サイズを、他の選択されたパラメータ、例えば、ディス
クドライブメモリにおける読取り／書込み動作のレベ
ル、データの予備用コピイの利用可能性および装置、等
の関数として、変化させることができる。データの各セ
グメントは、選択されたサブセットにおけるＮ個のディ
スクドライブの１つに書き込まれる。追加のＭ個のディ
スクドライブが、Ｍ個の冗長のセグメントを記憶するた
めに、サブセットにおいて用いられる。このＭ個の冗長
のセグメントは、エラー訂正の文字およびデータを包含
し、該データは、Ｎ個のディスクドライブに記憶される
データの完全性を検証する、およびデータセグメントが
記憶されているディスクドライブの故障によりセグメン
トが喪失されたときデータのＮ個のセグメントの１個ま
たは複数個を再構成するのに用いられることができる。
図１に示されるディスクドライブメモリは、ディスク
ドライブマネージャ（すなわち、ディスクドライブ制
御）140を包含するが、該ディスクドライブマネージャ
は導体143を経由してディスクドライブ130−Ｏないし13
0−Ｋの全部に、および導体145−１ないし145−４の協
働する１個を経由して制御モジュール101−104の各個に
接続される。ディスクドライブマネージャ140は、ディ
スクドライブメモリ100に読み取られたデータとデータ
が記憶されている種々のディスク130−Ｏないし130Kに
おける位置の間の対応関係をあらわすメモリにおけるデ
ータを維持する。ディスクドライブマネージャ140は、
ディスクドライブ130−Ｏないし130−Ｋの種々のものを
前記の冗長なグループに割り当てるとともに、種々のデ
ィスクドライブを予備のプールに割り当てる。これらの
Ｎ＋Ｍ個のディスクドライブの識別は、ディスクドライ
ブマネージャ140により導体145−１を経由して制御モジ
ュール101へ伝送される。制御モジュール101は、このパ
リティグループに割り当てられたディスクドライブの識
別を用い、交差点スイッチ121を作動させ、制御モジュ
ール101のＮ＋Ｍ個の信号リードと、この冗長性グルー
プの部分としてディスクドライブマネージャ140により
指定されたＮ＋Ｍ個のディスクドライブの対応する信号
リードの間の必要な相互接続を確立する。
ドライブマネージャ（すなわち、ディスクドライブ制
御）140を包含するが、該ディスクドライブマネージャ
は導体143を経由してディスクドライブ130−Ｏないし13
0−Ｋの全部に、および導体145−１ないし145−４の協
働する１個を経由して制御モジュール101−104の各個に
接続される。ディスクドライブマネージャ140は、ディ
スクドライブメモリ100に読み取られたデータとデータ
が記憶されている種々のディスク130−Ｏないし130Kに
おける位置の間の対応関係をあらわすメモリにおけるデ
ータを維持する。ディスクドライブマネージャ140は、
ディスクドライブ130−Ｏないし130−Ｋの種々のものを
前記の冗長なグループに割り当てるとともに、種々のデ
ィスクドライブを予備のプールに割り当てる。これらの
Ｎ＋Ｍ個のディスクドライブの識別は、ディスクドライ
ブマネージャ140により導体145−１を経由して制御モジ
ュール101へ伝送される。制御モジュール101は、このパ
リティグループに割り当てられたディスクドライブの識
別を用い、交差点スイッチ121を作動させ、制御モジュ
ール101のＮ＋Ｍ個の信号リードと、この冗長性グルー
プの部分としてディスクドライブマネージャ140により
指定されたＮ＋Ｍ個のディスクドライブの対応する信号
リードの間の必要な相互接続を確立する。
このようにして、ディスクドライブメモリ100は、よ
り小形ファクタのディスクドライブの複数個を用いて、
１個または複数個の大形ファクタのディスクドライブ
（例えばIBM3380形式のディスクドライブ）と競争する
ことができ、一方、より小形ファクタのディスクドライ
ブの複数個にわたりデータの書込みを行うことにより高
い信頼性の能力を提供する。信頼性の改善はまた、故障
したディスクドライブの代りに切換可能に相互接続され
ることが可能なＲ個のバックアップ・ディスクドライブ
のプールを設けることにより、得られる。データの再構
成は、Ｍ個の冗長性のセグメントを用いることにより達
成され、それにより、冗長のセグメントに記憶された冗
長性の情報と組み合わされた、剰余の機能を有するディ
スクドライブに記憶されているデータが、冗長性のグル
ープにおけるディスクドライブの１個または複数個が故
障したときに、制御のソフトウェアにより、喪失された
データを再構成するのに用いられることができる。この
配置は、ディスクシ・シャドウイングの配置により得ら
れるものに類似する信頼性の能力を、該ディスク・シャ
ドウイングの配置よりも相当に低減された費用で提供す
る。
り小形ファクタのディスクドライブの複数個を用いて、
１個または複数個の大形ファクタのディスクドライブ
（例えばIBM3380形式のディスクドライブ）と競争する
ことができ、一方、より小形ファクタのディスクドライ
ブの複数個にわたりデータの書込みを行うことにより高
い信頼性の能力を提供する。信頼性の改善はまた、故障
したディスクドライブの代りに切換可能に相互接続され
ることが可能なＲ個のバックアップ・ディスクドライブ
のプールを設けることにより、得られる。データの再構
成は、Ｍ個の冗長性のセグメントを用いることにより達
成され、それにより、冗長のセグメントに記憶された冗
長性の情報と組み合わされた、剰余の機能を有するディ
スクドライブに記憶されているデータが、冗長性のグル
ープにおけるディスクドライブの１個または複数個が故
障したときに、制御のソフトウェアにより、喪失された
データを再構成するのに用いられることができる。この
配置は、ディスクシ・シャドウイングの配置により得ら
れるものに類似する信頼性の能力を、該ディスク・シャ
ドウイングの配置よりも相当に低減された費用で提供す
る。
ディスクドライブ 図２はディスクドライブ130−Ｏのブロック図であ
る。このディスクドライブ130−Ｏは、ディスクドライ
ブメカニズムと、その周辺の制御回路およびインタフェ
ース回路とを備えたディスク・サブシステムであると考
えられる。図２に示すディスクドライブは、市場にて入
手可能でありかつパーソナルコンピュータに典型的に使
用される市販用ハードディスクドライブからなる。制御
プロセッサ（すなわち、コントロールプロセッサ）202
は、図２に示すようなディスクドライブ全体を制御する
責務を負っている。さらに、制御プロセッサ202は、種
々のデータチャネル141−Ｏ〜144−Ｏに送られる情報を
監視する。これらのデータチャネル141−Ｏ〜144−Ｏ
は、シリアル形式の交信用チャネルであり、かつ、それ
ぞれ関係する交差点スイッチ121〜124と相互に接続す
る。これらのチャネルから転送された任意のデータが、
それぞれ対応するインタフェース・バッファ231〜234に
記憶される。これらのインタフェース・バッファは、そ
れぞれ関係するシリアルのデータチャネル241〜244を介
して、対応するシリアル／パラレル変換回路211〜214に
それぞれ接続される。制御プロセッサ202は、複数のパ
ラレル・インタフェースを備えている。これらのパラレ
ル・インタフェースは、パラレル・データパス221〜224
を介してシリアル／パラレル変換回路211〜214に接続さ
れる。このような構成においては、それぞれ対応する交
差点スイッチ121〜124と制御プロセッサ202との間で任
意のデータを転送する際に、上記交差点スイッチ121〜1
24と制御プロセッサ202との間のインタフェース・フォ
ーマットの差異に合わせてシリアル形式とパラレル形式
との間でデータを変換しなければならない。さらに、デ
ィスクドライブ130−Ｏにおいては、ディスク・コント
ローラ204も備えられている。このディスク・コントロ
ーラ204は、市販用ディスクドライブ201により要求され
る低レベルの電気インタフェースの条件を満足させるた
めのものである。この市販用ディスクドライブ201はESD
Iインタフェースを有しており、このESDIインタフェー
スは制御プロセッサ202と接触する必要がある。この場
合、ディスク・コントローラ204が上記のような機能を
有している。ここでは、制御プロセッサ202と市販用デ
ィスクドライブ201との間のデータ交信は、バス206、キ
ャッシュメモリ203、バス207、ディスク・コントローラ
204、およびバス208により実行される。キャッシュメモ
リ203は、ディスクドライブ130−Ｏの性能を向上させる
ためのバッファとして設けられる。このキャッシュメモ
リは、市販用ディスクドライブ201における物理的なデ
ータヘッドの各々に対し完全に１トラック分のデータを
保持する能力を有している。ディスク・コントローラ20
4は、データのシリアル化および非シリアル化や、CRC/E
CCの生成や、データの検査および修正や、NRZ形式のデ
ータ符号化を実行可能にする。ヘッド選択およびその他
の種類の制御信号のようにアドレス指定がなされた情報
は、制御プロセッサ202により供給され、かつ、バス205
を介して市販用ディスクドライブに伝達される。さら
に、制御プロセッサ202は、信号引出線262によってイン
タフェース・バッファ261に接続されている。さらに、
このインタフェース・バッファ261は、信号引出線143に
よって制御プロセッサ201とディスクドライブマネージ
ャ140とを相互に接続するようにしている。上記のよう
な伝達経路は、診断や制御の目的に使用するために備え
られている。例えば、ディスクドライブ130−Ｏがスタ
ンバイ・モードになっている場合、上記ディスクドライ
ブマネージャ140は、市販用ディスクドライブ201の電力
を下げるように制御プロセッサ202へ通知する。このよ
うな状況下では、市販用のディスクドライブ201は休止
状態のままになっている。この休止状態は、ディスクド
ライブマネージャ140が、引出線143を介して適切な制御
信号を供給することによりディスクドライブを稼働させ
るべき時期を選択するまで続く。
る。このディスクドライブ130−Ｏは、ディスクドライ
ブメカニズムと、その周辺の制御回路およびインタフェ
ース回路とを備えたディスク・サブシステムであると考
えられる。図２に示すディスクドライブは、市場にて入
手可能でありかつパーソナルコンピュータに典型的に使
用される市販用ハードディスクドライブからなる。制御
プロセッサ（すなわち、コントロールプロセッサ）202
は、図２に示すようなディスクドライブ全体を制御する
責務を負っている。さらに、制御プロセッサ202は、種
々のデータチャネル141−Ｏ〜144−Ｏに送られる情報を
監視する。これらのデータチャネル141−Ｏ〜144−Ｏ
は、シリアル形式の交信用チャネルであり、かつ、それ
ぞれ関係する交差点スイッチ121〜124と相互に接続す
る。これらのチャネルから転送された任意のデータが、
それぞれ対応するインタフェース・バッファ231〜234に
記憶される。これらのインタフェース・バッファは、そ
れぞれ関係するシリアルのデータチャネル241〜244を介
して、対応するシリアル／パラレル変換回路211〜214に
それぞれ接続される。制御プロセッサ202は、複数のパ
ラレル・インタフェースを備えている。これらのパラレ
ル・インタフェースは、パラレル・データパス221〜224
を介してシリアル／パラレル変換回路211〜214に接続さ
れる。このような構成においては、それぞれ対応する交
差点スイッチ121〜124と制御プロセッサ202との間で任
意のデータを転送する際に、上記交差点スイッチ121〜1
24と制御プロセッサ202との間のインタフェース・フォ
ーマットの差異に合わせてシリアル形式とパラレル形式
との間でデータを変換しなければならない。さらに、デ
ィスクドライブ130−Ｏにおいては、ディスク・コント
ローラ204も備えられている。このディスク・コントロ
ーラ204は、市販用ディスクドライブ201により要求され
る低レベルの電気インタフェースの条件を満足させるた
めのものである。この市販用ディスクドライブ201はESD
Iインタフェースを有しており、このESDIインタフェー
スは制御プロセッサ202と接触する必要がある。この場
合、ディスク・コントローラ204が上記のような機能を
有している。ここでは、制御プロセッサ202と市販用デ
ィスクドライブ201との間のデータ交信は、バス206、キ
ャッシュメモリ203、バス207、ディスク・コントローラ
204、およびバス208により実行される。キャッシュメモ
リ203は、ディスクドライブ130−Ｏの性能を向上させる
ためのバッファとして設けられる。このキャッシュメモ
リは、市販用ディスクドライブ201における物理的なデ
ータヘッドの各々に対し完全に１トラック分のデータを
保持する能力を有している。ディスク・コントローラ20
4は、データのシリアル化および非シリアル化や、CRC/E
CCの生成や、データの検査および修正や、NRZ形式のデ
ータ符号化を実行可能にする。ヘッド選択およびその他
の種類の制御信号のようにアドレス指定がなされた情報
は、制御プロセッサ202により供給され、かつ、バス205
を介して市販用ディスクドライブに伝達される。さら
に、制御プロセッサ202は、信号引出線262によってイン
タフェース・バッファ261に接続されている。さらに、
このインタフェース・バッファ261は、信号引出線143に
よって制御プロセッサ201とディスクドライブマネージ
ャ140とを相互に接続するようにしている。上記のよう
な伝達経路は、診断や制御の目的に使用するために備え
られている。例えば、ディスクドライブ130−Ｏがスタ
ンバイ・モードになっている場合、上記ディスクドライ
ブマネージャ140は、市販用ディスクドライブ201の電力
を下げるように制御プロセッサ202へ通知する。このよ
うな状況下では、市販用のディスクドライブ201は休止
状態のままになっている。この休止状態は、ディスクド
ライブマネージャ140が、引出線143を介して適切な制御
信号を供給することによりディスクドライブを稼働させ
るべき時期を選択するまで続く。
制御モジュール 図３は、ブロック図の形式で描かれる制御モジュール
を示すものである。図３において、制御モジュール（す
なわち、コントロールモジュール）101は、制御プロセ
ッサ（すなわち、コントロールプロセッサ）301を備え
ている。この制御プロセッサ301は、指示装置（すなわ
ち、ダイレクタ）151およびそれに関係する交差点スイ
ッチ121に対する種々のインタフェースを監視する責務
を負うものである。さらに、上記制御プロセッサ301
は、指示装置151からのコマンドを受けるためにCTL−Ｉ
インタフェース309,311と接触する。さらに、これら２
つのインタフェース309,311の一方がコマンドを受け取
ったときに、上記制御プロセッサ301は、インタフェー
ス309,311にそれぞれ対応する信号引出線310,312を介し
てコマンドを読み取る。さらに、制御プロセッサ301
は、バス304を介してキャッシュメモリ305に接続されて
いる。このキャッシュメモリ305は、装置の性能を向上
させるために使用されるものである。さらに、制御プロ
セッサ301は、指示装置151が受け取ったコマンドもしく
はデータ情報またはその両方を、Ｎ個のシリアルのコマ
ンド／データ・インタフェースを介して適切なディスク
群に送る。ここで、上記コマンド／データ・インタフェ
ースは、シリアル／パラレル・インタフェース302とし
て図示されている。このシリアル／パラレル・インタフ
ェース302は、（Ｎ＋Ｍ）個のインタフェースを備えて
いる。ここで、（Ｎ＋Ｍ）個のインタフェースとは、デ
ータおよび制御チャネル111であり、これらのデータお
よび制御チャネル111は、それに関係する交差点スイッ
チ121に接続されている。制御プロセッサ301は、指示装
置151により転送されたデータを受け取ってＮのセグメ
ント（区分）に分割する。さらに、制御プロセッサ301
はまた、エラーに対する回復を目的としてＭ個の冗長セ
グメントを生成する。制御プロセッサ301は、引出線145
を介してディスクドライブマネージャ140からの情報を
受け取る。このようにして受け取った制御データは、デ
ィスクドライブマネージャ用のインタフェース313に書
き込まれる。ここで、上記制御データは、引出線314を
介して制御プロセッサ301により検索される。ディスク
ドライブマネージャ140からの制御情報は、交差点スイ
ッチ121において要求される相互接続関係を示すデータ
である。さらに詳しく言えば、このようなデータは、制
御モジュール101内の（Ｎ＋Ｍ）個のデータチャネル111
と、ディスクドライブ130−Ｏ〜130−Ｘのプール（poo
l）から選択された（Ｎ＋Ｍ）個のディスクドライブと
を接続するためのものである。このようにして、制御プ
ロセッサ301は、（Ｎ＋Ｍ）個のデータおよび冗長セグ
メントを生成し、かつ、これら（Ｎ＋Ｍ）個のセグメン
トをキャッシュメモリ305に記憶することにより、選択
された（Ｎ＋Ｍ）個のディスクドライブに転送できるよ
うにしている。このような転送を遂行するために、制御
プロセッサ301は、引出線307および交差点制御ロジック
308を介して交差点スイッチ121に制御信号を伝達する。
この制御信号は、制御モジュール101の（Ｎ＋Ｍ）個の
信号チャネル111と、この信号チャネルに対応し且つ選
択されたディスクドライブに関係する信号引出線141−
Ｏ〜141−Ｋとを相互に接続するために、交差点スイッ
チ121に要求される相互接続関係を示すのものである。
交差点制御信号が、それに関係する交差点スイッチ121
に一度転送されると、（Ｎ＋Ｍ）個のデータおよび冗長
セグメントが制御プロセッサ301により転送される。こ
の制御プロセッサ301は、キャッシュメモリ305から、バ
ス306を介して、（Ｎ＋Ｍ）個のシリアルのデータチャ
ネル111上のシリアル／パラレル・インタフェース302へ
上記（Ｎ＋Ｍ）個のセグメントを出力する。
を示すものである。図３において、制御モジュール（す
なわち、コントロールモジュール）101は、制御プロセ
ッサ（すなわち、コントロールプロセッサ）301を備え
ている。この制御プロセッサ301は、指示装置（すなわ
ち、ダイレクタ）151およびそれに関係する交差点スイ
ッチ121に対する種々のインタフェースを監視する責務
を負うものである。さらに、上記制御プロセッサ301
は、指示装置151からのコマンドを受けるためにCTL−Ｉ
インタフェース309,311と接触する。さらに、これら２
つのインタフェース309,311の一方がコマンドを受け取
ったときに、上記制御プロセッサ301は、インタフェー
ス309,311にそれぞれ対応する信号引出線310,312を介し
てコマンドを読み取る。さらに、制御プロセッサ301
は、バス304を介してキャッシュメモリ305に接続されて
いる。このキャッシュメモリ305は、装置の性能を向上
させるために使用されるものである。さらに、制御プロ
セッサ301は、指示装置151が受け取ったコマンドもしく
はデータ情報またはその両方を、Ｎ個のシリアルのコマ
ンド／データ・インタフェースを介して適切なディスク
群に送る。ここで、上記コマンド／データ・インタフェ
ースは、シリアル／パラレル・インタフェース302とし
て図示されている。このシリアル／パラレル・インタフ
ェース302は、（Ｎ＋Ｍ）個のインタフェースを備えて
いる。ここで、（Ｎ＋Ｍ）個のインタフェースとは、デ
ータおよび制御チャネル111であり、これらのデータお
よび制御チャネル111は、それに関係する交差点スイッ
チ121に接続されている。制御プロセッサ301は、指示装
置151により転送されたデータを受け取ってＮのセグメ
ント（区分）に分割する。さらに、制御プロセッサ301
はまた、エラーに対する回復を目的としてＭ個の冗長セ
グメントを生成する。制御プロセッサ301は、引出線145
を介してディスクドライブマネージャ140からの情報を
受け取る。このようにして受け取った制御データは、デ
ィスクドライブマネージャ用のインタフェース313に書
き込まれる。ここで、上記制御データは、引出線314を
介して制御プロセッサ301により検索される。ディスク
ドライブマネージャ140からの制御情報は、交差点スイ
ッチ121において要求される相互接続関係を示すデータ
である。さらに詳しく言えば、このようなデータは、制
御モジュール101内の（Ｎ＋Ｍ）個のデータチャネル111
と、ディスクドライブ130−Ｏ〜130−Ｘのプール（poo
l）から選択された（Ｎ＋Ｍ）個のディスクドライブと
を接続するためのものである。このようにして、制御プ
ロセッサ301は、（Ｎ＋Ｍ）個のデータおよび冗長セグ
メントを生成し、かつ、これら（Ｎ＋Ｍ）個のセグメン
トをキャッシュメモリ305に記憶することにより、選択
された（Ｎ＋Ｍ）個のディスクドライブに転送できるよ
うにしている。このような転送を遂行するために、制御
プロセッサ301は、引出線307および交差点制御ロジック
308を介して交差点スイッチ121に制御信号を伝達する。
この制御信号は、制御モジュール101の（Ｎ＋Ｍ）個の
信号チャネル111と、この信号チャネルに対応し且つ選
択されたディスクドライブに関係する信号引出線141−
Ｏ〜141−Ｋとを相互に接続するために、交差点スイッ
チ121に要求される相互接続関係を示すのものである。
交差点制御信号が、それに関係する交差点スイッチ121
に一度転送されると、（Ｎ＋Ｍ）個のデータおよび冗長
セグメントが制御プロセッサ301により転送される。こ
の制御プロセッサ301は、キャッシュメモリ305から、バ
ス306を介して、（Ｎ＋Ｍ）個のシリアルのデータチャ
ネル111上のシリアル／パラレル・インタフェース302へ
上記（Ｎ＋Ｍ）個のセグメントを出力する。
カウント／キー／データおよびアドレス変換 IBM3380のイメージを支持（support）するために、IB
M3380形のディスクドライブのカウント／キー／データ
の書式が確立されなければならない。このカウント／キ
ー／データの情報は、物理的なトラック上にデータとし
て記憶される。この場合、各セクタ毎の仮想的なトラッ
クのすべての番号が記憶できるように、物理的なディス
クドライブが書式設定される。片面の密度を有する多量
の粒状組織からなる630MBの記憶装置をシミュレートす
るために、各制御モジュールのトラックに対し個別のキ
ャッシュメモリが備えられている。このようにすれば、
異なった制御モジュールによるパラレル形式のアクセス
が可能となる。例えば、片面の密度を有する3380形トラ
ックは、約50KBの容量を備えている。もし、８つのデー
タ用ディスクドライブと１つの冗長用ディスクドライブ
からなる冗長群が使用されるならば、50/8すなわち6.25
KBが、各々の物理的なディスクドライブに記憶されるこ
とになる。制御モジュールの第１の責務は、仮想的な33
80のアドレスを物理的なアドレスに変換することであ
る。仮想的なアドレスは、アクチュエータの数と、シリ
ンダの数と、ヘッドの数と、ターゲット・レコードとか
ら構成される。上記の仮想的なアドレスは、冗長群の数
と、この冗長群内の物理的なシリンダの数と、ヘッドの
数と、現在記憶中の４つの仮想的なトラックから１つの
トラックを選択するために物理的なトラック内に設けら
れるセクタ・インデックスとに変換される。このような
変換は、まず初めに、仮想的なアクチュエータの数およ
び仮想的なシリンダの数から、次の“連続的なシリンダ
・インデックス”を生成することにより実行される。す
なわち、 連続的なシリンダ・インデックス＝仮想的なアクチュエータ× （各アクチュエータに対するシリンダ数）＋仮想的なシリンダ により求められる。
M3380形のディスクドライブのカウント／キー／データ
の書式が確立されなければならない。このカウント／キ
ー／データの情報は、物理的なトラック上にデータとし
て記憶される。この場合、各セクタ毎の仮想的なトラッ
クのすべての番号が記憶できるように、物理的なディス
クドライブが書式設定される。片面の密度を有する多量
の粒状組織からなる630MBの記憶装置をシミュレートす
るために、各制御モジュールのトラックに対し個別のキ
ャッシュメモリが備えられている。このようにすれば、
異なった制御モジュールによるパラレル形式のアクセス
が可能となる。例えば、片面の密度を有する3380形トラ
ックは、約50KBの容量を備えている。もし、８つのデー
タ用ディスクドライブと１つの冗長用ディスクドライブ
からなる冗長群が使用されるならば、50/8すなわち6.25
KBが、各々の物理的なディスクドライブに記憶されるこ
とになる。制御モジュールの第１の責務は、仮想的な33
80のアドレスを物理的なアドレスに変換することであ
る。仮想的なアドレスは、アクチュエータの数と、シリ
ンダの数と、ヘッドの数と、ターゲット・レコードとか
ら構成される。上記の仮想的なアドレスは、冗長群の数
と、この冗長群内の物理的なシリンダの数と、ヘッドの
数と、現在記憶中の４つの仮想的なトラックから１つの
トラックを選択するために物理的なトラック内に設けら
れるセクタ・インデックスとに変換される。このような
変換は、まず初めに、仮想的なアクチュエータの数およ
び仮想的なシリンダの数から、次の“連続的なシリンダ
・インデックス”を生成することにより実行される。す
なわち、 連続的なシリンダ・インデックス＝仮想的なアクチュエータ× （各アクチュエータに対するシリンダ数）＋仮想的なシリンダ により求められる。
さらに、次に示すように、上記の連続的なシリンダ・
インデックスを、１つの物理的な群に対する仮想的なシ
リンダの数により除算した結果として得られる整数（IN
T）を採用することによって、データが入っている物理
的な群の数を見い出すことが可能となる。すなわち、 により求められる。
インデックスを、１つの物理的な群に対する仮想的なシ
リンダの数により除算した結果として得られる整数（IN
T）を採用することによって、データが入っている物理
的な群の数を見い出すことが可能となる。すなわち、 により求められる。
例えば、１つの物理的なトラックに対し４つの仮想的
なトラックがあり、かつ、典型的なディスクドライブに
含まれるトラックの数が1632である場合、１つの群に対
し４×1632＝6528の仮想トラックが存在する。次に示す
ように、連続的なシリンダ・インデックスと特定の群に
対する基本的なシリンダ・インデックスとの差を、１つ
の物理的なトラックに対する仮想的なトラックの数によ
り除算した結果として得られる整数（INT）を採用する
ことによって、所望のデータが入っている適切な群内の
物理的なシリンダを見い出すことが可能となる。すなわ
ち、 物理的なシリンダ＝INT｛（連続的なシリンダ・イン
デックス）−（群×各群毎の仮想的なシリンダの数）／
（１つの物理的なトラックに対する仮想的なトラックの
数）｝ により求められる。さらに、このようにして算出された
物理的なシリンダの計算結果の剰余（REM）を、次式の
ように求めることによって、特定の仮想的なトラックを
識別するためのインデックスが、物理的なトラック内に
付与される。すなわち、 セクタ・インデックス＝REM｛（連続的なシリンダ・
インデックス）−（群×各群毎の仮想的なシリンダの
数）／（１つの物理的なトラックに対する仮想的なトラ
ックの数）｝ により求められる。
なトラックがあり、かつ、典型的なディスクドライブに
含まれるトラックの数が1632である場合、１つの群に対
し４×1632＝6528の仮想トラックが存在する。次に示す
ように、連続的なシリンダ・インデックスと特定の群に
対する基本的なシリンダ・インデックスとの差を、１つ
の物理的なトラックに対する仮想的なトラックの数によ
り除算した結果として得られる整数（INT）を採用する
ことによって、所望のデータが入っている適切な群内の
物理的なシリンダを見い出すことが可能となる。すなわ
ち、 物理的なシリンダ＝INT｛（連続的なシリンダ・イン
デックス）−（群×各群毎の仮想的なシリンダの数）／
（１つの物理的なトラックに対する仮想的なトラックの
数）｝ により求められる。さらに、このようにして算出された
物理的なシリンダの計算結果の剰余（REM）を、次式の
ように求めることによって、特定の仮想的なトラックを
識別するためのインデックスが、物理的なトラック内に
付与される。すなわち、 セクタ・インデックス＝REM｛（連続的なシリンダ・
インデックス）−（群×各群毎の仮想的なシリンダの
数）／（１つの物理的なトラックに対する仮想的なトラ
ックの数）｝ により求められる。
上記の計算によって、物理的に動作している単一の仮
想的なトラックを一意的に識別することが可能となる。
さらに、必要とされる特定の情報を得る目的で仮想的な
トラックを処理するために、仮想的なターゲット・レコ
ードが使用される。それゆえに、ディスクドライブメモ
リは、所望の3380のイメージと、このディスクドライブ
の構成との間のマッピング（mapping）状態を保持する
ことができる。このマッピングにより、どのように大き
な形状ファクタを有するディスクドライブが要求されよ
うとも、ディスクドライブメモリのエミュレートするこ
とが可能となる。
想的なトラックを一意的に識別することが可能となる。
さらに、必要とされる特定の情報を得る目的で仮想的な
トラックを処理するために、仮想的なターゲット・レコ
ードが使用される。それゆえに、ディスクドライブメモ
リは、所望の3380のイメージと、このディスクドライブ
の構成との間のマッピング（mapping）状態を保持する
ことができる。このマッピングにより、どのように大き
な形状ファクタを有するディスクドライブが要求されよ
うとも、ディスクドライブメモリのエミュレートするこ
とが可能となる。
ディスクドライブマネージャ 図４はブロックダイアグラム形式によりディスクドラ
イブマネージャを示す。ディスクドライブマネージャ14
0は図１に示した全ディスクドライブメモリ用基本コン
トローラである。ディスクドライブマネージャ140は関
連する制御モジュールインタフェース411−414を介して
各制御モジュール101−104に個別の通信パスを有する。
加えて、ディスクドライブマネージャ140はクロスポイ
ントスイッチ（交差点スイッチともよばれる）121−124
とは独立したディスクドライブメモリにおけるディスク
ドライブ130−Ｏから130−Ｋの各々への通信パスを有す
る。ディスクドライブマネージャ140はまたこのディス
クドライブメモリのアーキテクチャ内の動作の診断に対
して基本的責任を有し、ヒストリー（経歴）ログメモリ
404における全ヒストリーとエラーに対するログを保持
する。ディスクドライブマネージャ140の中央部はプロ
セッサ401であり、プロセッサ401はこれらの機能を実行
する知的演算プログラムを提供する。プロセッサ401は
制御モジュール101−104とそれぞれ通信するため相関す
る制御モジュールインタフェース411−414とバス421−4
24を介し接続される。加えて、バス403はディスクドラ
イブメモリにおけるディスクドライブ130−Ｏから130−
Ｋの全てに対する通信パスリード143を提供するディス
ク制御インタフェース402とプロセッサ401とを接続す
る。ヒストリーログ404はバス405を介してプロセッサ40
1に接続される。プロセッサ401はディスクドライブメモ
リにおける仮想的アドレスから物理的アドレスへの割り
付けを決定し、対応する信号リード145を越えて制御モ
ジュール101−104への情報を提供する。プロセッサ401
はまた予備のディスクドライブのプールを維持し、影響
を及ぼされた制御モジュール101−104により割り当てる
ように要求されるときにディスク異常が発生したとき、
新しい予備（スペア）を割り当てる。
イブマネージャを示す。ディスクドライブマネージャ14
0は図１に示した全ディスクドライブメモリ用基本コン
トローラである。ディスクドライブマネージャ140は関
連する制御モジュールインタフェース411−414を介して
各制御モジュール101−104に個別の通信パスを有する。
加えて、ディスクドライブマネージャ140はクロスポイ
ントスイッチ（交差点スイッチともよばれる）121−124
とは独立したディスクドライブメモリにおけるディスク
ドライブ130−Ｏから130−Ｋの各々への通信パスを有す
る。ディスクドライブマネージャ140はまたこのディス
クドライブメモリのアーキテクチャ内の動作の診断に対
して基本的責任を有し、ヒストリー（経歴）ログメモリ
404における全ヒストリーとエラーに対するログを保持
する。ディスクドライブマネージャ140の中央部はプロ
セッサ401であり、プロセッサ401はこれらの機能を実行
する知的演算プログラムを提供する。プロセッサ401は
制御モジュール101−104とそれぞれ通信するため相関す
る制御モジュールインタフェース411−414とバス421−4
24を介し接続される。加えて、バス403はディスクドラ
イブメモリにおけるディスクドライブ130−Ｏから130−
Ｋの全てに対する通信パスリード143を提供するディス
ク制御インタフェース402とプロセッサ401とを接続す
る。ヒストリーログ404はバス405を介してプロセッサ40
1に接続される。プロセッサ401はディスクドライブメモ
リにおける仮想的アドレスから物理的アドレスへの割り
付けを決定し、対応する信号リード145を越えて制御モ
ジュール101−104への情報を提供する。プロセッサ401
はまた予備のディスクドライブのプールを維持し、影響
を及ぼされた制御モジュール101−104により割り当てる
ように要求されるときにディスク異常が発生したとき、
新しい予備（スペア）を割り当てる。
システムのパワーアップ時においてディスクドライブ
マネージャ140はディスクドライブメモリにおいて可能
な予備のディスクドライブ（すなわち、スペアディスク
ドライブ）の数を決定する。システムの容量の要求に基
づいて、ディスクドライブマネージャ140はこの予備の
ディスクドライブのプールから複数の可変長の冗長グル
ープを形成する。物理的ディスクが冗長グループに含ま
れる特別な情報は、ディスクドライブマネージャ140に
おけるローカルメモリに記憶され、その情報のコピー
は、これらの制御モジュール101−104が関連する中央処
理装置からのデータと共に受信した仮想アドレスを、対
応する選択されたディスクドライブから成る物理的冗長
グループに、移動可能なように、各制御モジュール101
−104に送られる。このシステムの割り付け情報の重要
性ゆえに、エラー補正コードにより保護された冗長コピ
ーはディスクドライブマネージャ140における不揮発性
メモリにおいて記憶される。１つの特定な情報に対する
要求が、ストレージダイレクタ（単に、ダイレクタとよ
ぶこともある）151−154から制御モジュール101−104に
より受信されたとき、制御モジュール101−104はディス
クドライブマネージャ140により供給されたシステム割
り付け情報をどの物理的ディスクグループがデータを含
むかを決定するため使用する。この転送情報に基づい
て、対応する制御モジュール101は制御モジュール101の
Ｎ＋Ｍデータチャンネル111と、この転送情報により識
別された選択されたディスクドライブとを内部接続する
ため相関するクロスポイントスイッチ121を設定する。
相関する中央処理装置がディスクドライブメモリにデー
タを書き込んでいるとき、制御モジュールは中央処理装
置によって供給されたデータをＮ個のセグメントに分割
し、そのデータを冗長グループの個々の要素にＭ個の冗
長セグメントと共に分配する。データがディスクドライ
ブメモリから中央処理装置に読まれる状況において、制
御モジュールは冗長グループにおいて選択されたディス
クドライブから読まれたデータの流れを再組み立てする
ことによって逆の動作を実行せねばならない。
マネージャ140はディスクドライブメモリにおいて可能
な予備のディスクドライブ（すなわち、スペアディスク
ドライブ）の数を決定する。システムの容量の要求に基
づいて、ディスクドライブマネージャ140はこの予備の
ディスクドライブのプールから複数の可変長の冗長グル
ープを形成する。物理的ディスクが冗長グループに含ま
れる特別な情報は、ディスクドライブマネージャ140に
おけるローカルメモリに記憶され、その情報のコピー
は、これらの制御モジュール101−104が関連する中央処
理装置からのデータと共に受信した仮想アドレスを、対
応する選択されたディスクドライブから成る物理的冗長
グループに、移動可能なように、各制御モジュール101
−104に送られる。このシステムの割り付け情報の重要
性ゆえに、エラー補正コードにより保護された冗長コピ
ーはディスクドライブマネージャ140における不揮発性
メモリにおいて記憶される。１つの特定な情報に対する
要求が、ストレージダイレクタ（単に、ダイレクタとよ
ぶこともある）151−154から制御モジュール101−104に
より受信されたとき、制御モジュール101−104はディス
クドライブマネージャ140により供給されたシステム割
り付け情報をどの物理的ディスクグループがデータを含
むかを決定するため使用する。この転送情報に基づい
て、対応する制御モジュール101は制御モジュール101の
Ｎ＋Ｍデータチャンネル111と、この転送情報により識
別された選択されたディスクドライブとを内部接続する
ため相関するクロスポイントスイッチ121を設定する。
相関する中央処理装置がディスクドライブメモリにデー
タを書き込んでいるとき、制御モジュールは中央処理装
置によって供給されたデータをＮ個のセグメントに分割
し、そのデータを冗長グループの個々の要素にＭ個の冗
長セグメントと共に分配する。データがディスクドライ
ブメモリから中央処理装置に読まれる状況において、制
御モジュールは冗長グループにおいて選択されたディス
クドライブから読まれたデータの流れを再組み立てする
ことによって逆の動作を実行せねばならない。
ディスクドライブ動作異常 制御モジュールは、割り付けされている冗長グループ
における個々のディスクドライブが動作異常か否かを決
定する。異常ディスクドライブを検出した制御モジュー
ルは、ディスクドライブが異常となった、異常と思われ
る、または新しいディスクが必要であることを示すため
対応する制御信号リード145を越えてディスクドライブ
マネージャ140に制御メッセージを送信する。予備ディ
スクドライブに対する要求がディスクドライブマネージ
ャ140によって受信されるとき、異常ディスクドライブ
は使用から外され、予備ディスクドライブがディスクド
ライブマネージャ140により駆動されるＲディスクの予
備プールから作動される。これは異常ディスクドライブ
を含むその冗長グループの識別を再書き込みすることに
よって達成される。冗長グループにおいて新しく選択さ
れたディスクドライブは、全制御モジュール101−104に
転送される制御信号によって識別される。このことは各
制御モジュール101−104において記憶されたシステム割
り付け情報が更新されて保持されることを確実にする。
における個々のディスクドライブが動作異常か否かを決
定する。異常ディスクドライブを検出した制御モジュー
ルは、ディスクドライブが異常となった、異常と思われ
る、または新しいディスクが必要であることを示すため
対応する制御信号リード145を越えてディスクドライブ
マネージャ140に制御メッセージを送信する。予備ディ
スクドライブに対する要求がディスクドライブマネージ
ャ140によって受信されるとき、異常ディスクドライブ
は使用から外され、予備ディスクドライブがディスクド
ライブマネージャ140により駆動されるＲディスクの予
備プールから作動される。これは異常ディスクドライブ
を含むその冗長グループの識別を再書き込みすることに
よって達成される。冗長グループにおいて新しく選択さ
れたディスクドライブは、全制御モジュール101−104に
転送される制御信号によって識別される。このことは各
制御モジュール101−104において記憶されたシステム割
り付け情報が更新されて保持されることを確実にする。
新しいディスクドライブが冗長グループに一度加えら
れると、新しいディスクドライブは適切に動作するか否
か試験され、システム割り付けテーブルにおける異常デ
ィスクドライブを交換する。予備ディスクドライブを要
求した制御モジュールは、残されたＮ−１個の演算デー
タディスクドライブおよびＭの冗長ディスクドライブか
らの可能な冗長情報を使用する新しいディスクドライブ
のためのデータを再構成する。再構成がディスク上で完
成される前に、データはCPUに対しなお可能であり、デ
ィスクからデータを単に読み取るよりむしろデータはオ
ンラインで再構成されねばならない。このデータ再構成
動作が完了するとき、再構成されたセグメントが交換デ
ィスクドライブ上に書かれ、制御信号が再構成動作が完
了し、冗長グループが現在再び演算可能なことを示すた
めディスクドライブマネージャ140に送信される。ディ
スクドライブマネージャ140は、再構成された冗長グル
ープが更なるデータ再構成なしでアクセスできるよう
に、データ再構成が完成される制御モジュールに情報を
提供するディスクドライブメモリにおける全制御モジュ
ールに対する制御信号を送信する。
れると、新しいディスクドライブは適切に動作するか否
か試験され、システム割り付けテーブルにおける異常デ
ィスクドライブを交換する。予備ディスクドライブを要
求した制御モジュールは、残されたＮ−１個の演算デー
タディスクドライブおよびＭの冗長ディスクドライブか
らの可能な冗長情報を使用する新しいディスクドライブ
のためのデータを再構成する。再構成がディスク上で完
成される前に、データはCPUに対しなお可能であり、デ
ィスクからデータを単に読み取るよりむしろデータはオ
ンラインで再構成されねばならない。このデータ再構成
動作が完了するとき、再構成されたセグメントが交換デ
ィスクドライブ上に書かれ、制御信号が再構成動作が完
了し、冗長グループが現在再び演算可能なことを示すた
めディスクドライブマネージャ140に送信される。ディ
スクドライブマネージャ140は、再構成された冗長グル
ープが更なるデータ再構成なしでアクセスできるよう
に、データ再構成が完成される制御モジュールに情報を
提供するディスクドライブメモリにおける全制御モジュ
ールに対する制御信号を送信する。
このディスクドライブメモリの能動的再配置可能とす
る属性は、このシステムに非常に融通性をもたせる。加
えて、制御モジュールのディスクドライブ間の通信パス
の能動的配置可能な形態はアーキテクチャーに非常に融
通性をもたせる。同一の物理的ディスクメモリで、ユー
ザは単に能動的なディスクドライブ冗長グループの数を
変えることにより、大データ記憶容量を有しより短い周
期的修理インターバルが要求されるディスクドライブメ
モリを満たし、あるいは小データ記憶容量を有しより長
い修理インターバルが要求されるディスクドライブメモ
リを満たす。加えて、ディスクドライブメモリはシステ
ムに接続されたとき、新しい予備ディスクドライブを検
出する能力を有し、それによりディスクドライブメモリ
を記憶部のように変化させ、または信頼性の必要性がデ
ィスクドライブメモリコントロールソフトウェアを再プ
ログラムする必要なしに変化する。
る属性は、このシステムに非常に融通性をもたせる。加
えて、制御モジュールのディスクドライブ間の通信パス
の能動的配置可能な形態はアーキテクチャーに非常に融
通性をもたせる。同一の物理的ディスクメモリで、ユー
ザは単に能動的なディスクドライブ冗長グループの数を
変えることにより、大データ記憶容量を有しより短い周
期的修理インターバルが要求されるディスクドライブメ
モリを満たし、あるいは小データ記憶容量を有しより長
い修理インターバルが要求されるディスクドライブメモ
リを満たす。加えて、ディスクドライブメモリはシステ
ムに接続されたとき、新しい予備ディスクドライブを検
出する能力を有し、それによりディスクドライブメモリ
を記憶部のように変化させ、または信頼性の必要性がデ
ィスクドライブメモリコントロールソフトウェアを再プ
ログラムする必要なしに変化する。
アーキテクチャ上のトレードオフ このディスクドライブメモリのアーキテクチャには、
種々のトレードオフが存在する。変更可能なパラメータ
には、システム信頼性、システム修復間隔、システムデ
ータ記憶容量、および冗長グループサイズが含まれる。
各パラメータは、システム性能の一態様を改善すべく変
更されると、典型的には、システムの他の特性を悪化さ
せてしまう。かくして、システム信頼性を低くすれば、
必要な予備ディスクドライブがより少なくなり、そして
システム故障率がより高くなる。すなわちデータロスが
より頻繁となる。ユーザは、周期的な修復間隔を減少さ
せることができる。これによって、ディスクドライブメ
モリにおいて必要な予備ディスクドライブの数は減少す
るが、しかし、保守費用は増大する。同様に、ディスク
ドライブメモリのデータ記憶容量についての要件を減少
させれば、活性状態のディスクドライブの数が減少する
ため、必要な予備ディスクドライブはより少なくなる。
ディスクドライブメモリのデータ記憶容量と、固定され
た信頼性のために必要な予備ディスクドライブの数と、
の間には、ほぼ線形の関係がある。他の可変な特性は、
冗長グループのサイズである。冗長グループのサイズが
大きくなるにつれて、ディスクドライブのオーバヘッド
は小さくなる。なぜならば、所与のデータ記憶容量のた
めに必要なグループがより少なくなり、またＭ個の冗長
ディスクドライブが、１グループにつき、そのサイズに
かかわらず必要となるからである。大きな冗長グループ
からの瞬間的なデータ転送速度は、並列に動作するディ
スクドライブの数が大きいため、より大きなものとな
る。しかしながら、より大きなグループサイズは、１よ
り多くのディスクドライブが同時に故障する確率が増大
するという事実により、予備スワッププロセスの信頼性
を減少させる。これはまた、ディスクドライブ上でデー
タの同時シークを行う可能性のある、別個の物理アクチ
ュエータの数を減少させる。
種々のトレードオフが存在する。変更可能なパラメータ
には、システム信頼性、システム修復間隔、システムデ
ータ記憶容量、および冗長グループサイズが含まれる。
各パラメータは、システム性能の一態様を改善すべく変
更されると、典型的には、システムの他の特性を悪化さ
せてしまう。かくして、システム信頼性を低くすれば、
必要な予備ディスクドライブがより少なくなり、そして
システム故障率がより高くなる。すなわちデータロスが
より頻繁となる。ユーザは、周期的な修復間隔を減少さ
せることができる。これによって、ディスクドライブメ
モリにおいて必要な予備ディスクドライブの数は減少す
るが、しかし、保守費用は増大する。同様に、ディスク
ドライブメモリのデータ記憶容量についての要件を減少
させれば、活性状態のディスクドライブの数が減少する
ため、必要な予備ディスクドライブはより少なくなる。
ディスクドライブメモリのデータ記憶容量と、固定され
た信頼性のために必要な予備ディスクドライブの数と、
の間には、ほぼ線形の関係がある。他の可変な特性は、
冗長グループのサイズである。冗長グループのサイズが
大きくなるにつれて、ディスクドライブのオーバヘッド
は小さくなる。なぜならば、所与のデータ記憶容量のた
めに必要なグループがより少なくなり、またＭ個の冗長
ディスクドライブが、１グループにつき、そのサイズに
かかわらず必要となるからである。大きな冗長グループ
からの瞬間的なデータ転送速度は、並列に動作するディ
スクドライブの数が大きいため、より大きなものとな
る。しかしながら、より大きなグループサイズは、１よ
り多くのディスクドライブが同時に故障する確率が増大
するという事実により、予備スワッププロセスの信頼性
を減少させる。これはまた、ディスクドライブ上でデー
タの同時シークを行う可能性のある、別個の物理アクチ
ュエータの数を減少させる。
データ冗長アーキテクチャ エラー検出および訂正機能を達成するために、このデ
ィスクメモリシステムにおいて使用可能な、数多くのデ
ータ冗長アレンジメントが存在する。最も簡単なアレン
ジメントは、Ｍ個の冗長ビットとしてのシングルパリテ
ィビットの使用である。このアレンジメントは、ディス
クドライブ自己チェック能力とともに、シングルビット
エラーを識別および訂正する能力を提供する。よく知ら
れたリード−ソロモン（Reed−Solomon）・コードのよ
うな、マルチビット・エラーコードの使用は、付加的な
エラー検出および訂正能力を提供する。検出および訂正
可能なビットエラーの数は、各Ｎビット・データワード
に関して生成された冗長ビットの数（Ｍ）の関数であ
る。さらに、Ｍ個の冗長セグメントは、シングル・エラ
ーコードのみを表す必要はなく、少なくとも２つの独立
したエラーコード、または相互依存したエラーコードと
成りえる。係るアレンジメントの例は、Ｍ個の冗長セグ
メントにおけるリード−ソロモン・エラーコードの少な
くとも１ビットの使用であり、ついで、そのリード−ソ
ロモン・エラーコードおよび関連するＮ個のデータセグ
メントは、パリティ・セグメントあるいは他のリード−
ソロモン・エラーコードを計算するために使用される。
それ故、該エラーコードは、より大きなエラー検出およ
び訂正能力を提供すべく、ネストさせることができる。
ィスクメモリシステムにおいて使用可能な、数多くのデ
ータ冗長アレンジメントが存在する。最も簡単なアレン
ジメントは、Ｍ個の冗長ビットとしてのシングルパリテ
ィビットの使用である。このアレンジメントは、ディス
クドライブ自己チェック能力とともに、シングルビット
エラーを識別および訂正する能力を提供する。よく知ら
れたリード−ソロモン（Reed−Solomon）・コードのよ
うな、マルチビット・エラーコードの使用は、付加的な
エラー検出および訂正能力を提供する。検出および訂正
可能なビットエラーの数は、各Ｎビット・データワード
に関して生成された冗長ビットの数（Ｍ）の関数であ
る。さらに、Ｍ個の冗長セグメントは、シングル・エラ
ーコードのみを表す必要はなく、少なくとも２つの独立
したエラーコード、または相互依存したエラーコードと
成りえる。係るアレンジメントの例は、Ｍ個の冗長セグ
メントにおけるリード−ソロモン・エラーコードの少な
くとも１ビットの使用であり、ついで、そのリード−ソ
ロモン・エラーコードおよび関連するＮ個のデータセグ
メントは、パリティ・セグメントあるいは他のリード−
ソロモン・エラーコードを計算するために使用される。
それ故、該エラーコードは、より大きなエラー検出およ
び訂正能力を提供すべく、ネストさせることができる。
図５は、フロー図形式で、典型的なデータ冗長セグメ
ント生成アレンジメントを例示する。制御プロセッサ30
1は、データファイルのセグメント化およびデータ冗長
生成機能を実行し、この記述を目的として、図５のプロ
セスは制御プロセッサ301において複数のサブルーチン
の形で遂行される、と仮定する。ステップ501におい
て、制御プロセッサ301は、変数Ｎの値を選択し、受信
ファイルをセグメント化するためのセグメントの数を決
定する。Ｎ用に選択された値は、入力データワードの
幅、あるいは他の定義可能な測定可能またはパラメー
タ、の関数とすることができる。次の受信データブロッ
クのためのＮを定義するために、ステップ501において
制御プロセッサ301により決定プロセスが実行される。
ステップ502において、制御プロセッサ301は、受信デー
タブロックをサイズの等しいＮ個のセグメントに分割す
る。ステップ503において、制御プロセッサ301は、デー
タ冗長セグメント生成プロセスを開始する。該データ冗
長オペレーションは、複数のエラー検出および訂正ビッ
トが生成される単一プロセスとすることができるか、あ
るいは、１つのプロセスが他のプロセスにネストするよ
うな、相互関係のある２以上のデータ冗長プロセスとす
ることができる。ネストするプロセスのアーキテクチャ
は、図５に開示される。
ント生成アレンジメントを例示する。制御プロセッサ30
1は、データファイルのセグメント化およびデータ冗長
生成機能を実行し、この記述を目的として、図５のプロ
セスは制御プロセッサ301において複数のサブルーチン
の形で遂行される、と仮定する。ステップ501におい
て、制御プロセッサ301は、変数Ｎの値を選択し、受信
ファイルをセグメント化するためのセグメントの数を決
定する。Ｎ用に選択された値は、入力データワードの
幅、あるいは他の定義可能な測定可能またはパラメー
タ、の関数とすることができる。次の受信データブロッ
クのためのＮを定義するために、ステップ501において
制御プロセッサ301により決定プロセスが実行される。
ステップ502において、制御プロセッサ301は、受信デー
タブロックをサイズの等しいＮ個のセグメントに分割す
る。ステップ503において、制御プロセッサ301は、デー
タ冗長セグメント生成プロセスを開始する。該データ冗
長オペレーションは、複数のエラー検出および訂正ビッ
トが生成される単一プロセスとすることができるか、あ
るいは、１つのプロセスが他のプロセスにネストするよ
うな、相互関係のある２以上のデータ冗長プロセスとす
ることができる。ネストするプロセスのアーキテクチャ
は、図５に開示される。
ステップ503において、制御プロセッサ301は、エラー
検出および訂正コードを使用して、Ｎ個のデータセグメ
ントから、Ｉ個のデータ冗長セグメントを生成すること
によって、ネステッドデータ冗長セグメント生成プロセ
スを開始する。典型的なマルチビットエラー検出および
訂正コードは、リード−ソロモン・エラーコードであ
る。ステップ503において、制御プロセッサ301は、リー
ド−ソロモン・コードおよびＮ個のデータセグメントを
使用して、複数（Ｉ）のデータ冗長セグメントを生成す
る。ついで、ステップ504において、制御プロセッサ301
は、Ｎ個のデータセグメントおよび生成されたＩ個のデ
ータ冗長セグメントに基づいて、Ｊ個のデータ冗長セグ
メント（ここでＭ＝Ｉ＋Ｊ）を生成する。１つのエラー
コード生成プロセスが他のエラーコード生成プロセス内
にネストすることは、該Ｎ個のデータ記憶ディスクドラ
イブに記憶されたデータのための、付加的をエラー保護
を提供する。第２のデータ冗長セグメント生成プロセス
は、単純なパリティセグメント生成（ここでＪ＝１）と
することが可能である。ステップ505において、制御プ
ロセッサ301は、２つのデータ冗長セグメントを連結
し、Ｍ個のデータ冗長セグメントを形成する。ステップ
506において、制御プロセッサ301は、所望のデータ冗長
グループ内のＮ＋Ｍ個のディスクドライブ上に、Ｎ個の
データセグメントおよびＭ個のデータ冗長セグメントを
書き込む。
検出および訂正コードを使用して、Ｎ個のデータセグメ
ントから、Ｉ個のデータ冗長セグメントを生成すること
によって、ネステッドデータ冗長セグメント生成プロセ
スを開始する。典型的なマルチビットエラー検出および
訂正コードは、リード−ソロモン・エラーコードであ
る。ステップ503において、制御プロセッサ301は、リー
ド−ソロモン・コードおよびＮ個のデータセグメントを
使用して、複数（Ｉ）のデータ冗長セグメントを生成す
る。ついで、ステップ504において、制御プロセッサ301
は、Ｎ個のデータセグメントおよび生成されたＩ個のデ
ータ冗長セグメントに基づいて、Ｊ個のデータ冗長セグ
メント（ここでＭ＝Ｉ＋Ｊ）を生成する。１つのエラー
コード生成プロセスが他のエラーコード生成プロセス内
にネストすることは、該Ｎ個のデータ記憶ディスクドラ
イブに記憶されたデータのための、付加的をエラー保護
を提供する。第２のデータ冗長セグメント生成プロセス
は、単純なパリティセグメント生成（ここでＪ＝１）と
することが可能である。ステップ505において、制御プ
ロセッサ301は、２つのデータ冗長セグメントを連結
し、Ｍ個のデータ冗長セグメントを形成する。ステップ
506において、制御プロセッサ301は、所望のデータ冗長
グループ内のＮ＋Ｍ個のディスクドライブ上に、Ｎ個の
データセグメントおよびＭ個のデータ冗長セグメントを
書き込む。
本発明の特定の実施例を開示したが、この特定の実施
例とは異なるが、請求の範囲内にある他の実施例を、当
業者が設計可能であることが期待される。
例とは異なるが、請求の範囲内にある他の実施例を、当
業者が設計可能であることが期待される。
フロントページの続き (72)発明者 ウォルシュ，ロバート アメリカ合衆国，コロラド，80303，ブ ールダー，バッサー ドライブ 2300 (72)発明者 ボワーズ，ジョン ヘンリー アメリカ合衆国，ニュージャージィー 08510，クラークスバーグ，ピー．オー. ボックス 401 (72)発明者 ルードシール，ジョージ アーサー アメリカ合衆国，コロラド 80304，ブ ールダー，クインス アベニュ 1083 (56)参考文献 特開 平２−90254（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−286176（ＪＰ，Ａ) 特表 平２−500228（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 3/06 304 G06F 11/16 310
Claims (32)
- 【請求項１】複数の関連データ処理システム用のデータ
ファイルを格納するディスクメモリシステムであって、 複数のディスクドライブと、 各グループが少なくとも２つのディスクドライブからな
る少なくとも２つの冗長グループと、該複数のディスク
ドライブのサブセットを割り当てる割り当て手段と、 該冗長グルームの一つを選択するために、該複数の関連
データ処理システムから前記ディスクメモリシステムに
送信されるデータファイルの受信に応答し、該ディスク
メモリシステムに送信された該データファイルをそこに
格納する手段と、 送信された該データファイルと、送信された該データフ
ァイルに関連した冗長データとを複数のセグメントに分
割し、選択された前記冗長グループ内の前記少なくとも
２つのディスクドライブにまたがって書き込む書込み手
段と、 該冗長グループにより共通に分割されたバックアップ・
ディスクドライブとして該複数のディスクドライブの少
なくとも１つをリザーブする手段と、 機能上欠陥のある該サブセットにおいて該少なくとも２
つのディスクドライブの１つを識別する手段と、 識別された欠陥ディスクドライブの代わりに該ディスク
ドライブの１つを切り換え可能に接続する手段と、 を具備することを特徴とするディスクメモリシステム。 - 【請求項２】前記の関連した冗長データを使用して、前
記の識別された欠陥ディスクドライブ上に書かれた該デ
ータファイルのセグメントを再構成する再構成手段をさ
らに含む請求の範囲第１項に記載のシステム。 - 【請求項３】１つの前記バックアップ・ディスクドライ
ブ上に、前記再構成手段により再構成された前記データ
ファイルのセグメントを書き込む手段をさらに含む請求
の範囲第２項に記載のシステム。 - 【請求項４】前記再構成手段は、前記データファイルに
関連した前記冗長データと、該データファイルの前記複
数のセグメントとを使用して、前記の識別された欠陥デ
ィスクドライブ上に書かれた前記データファイルのセグ
メントを生成する手段を含む請求の範囲第２項に記載の
システム。 - 【請求項５】前記書込み手段は、前記データファイルを
少なくとも２つのセグメントに分割する手段と、分割さ
れた前記データファイルに対する冗長データを生成する
生成手段とを含む請求の範囲１項に記載のシステム。 - 【請求項６】前記書込み手段は、前記ディスクメモリシ
ステムに送信された前記データファイルの前記セグメン
トの各々、および前記冗長データを、前記の選択された
冗長グループにおける前記少なくとも２つのディスクド
ライブ中の異なる一つに書き込む手段を含む請求の範囲
第５項に記載のシステム - 【請求項７】前記生成手段は、送信された前記データフ
ァイルのｎ個のセグメントの各々についてｍ個の冗長セ
グメントを生成するためのマルチビット・エラーコード
を生成する手段を含む請求の範囲第５項に記載のシステ
ム。 - 【請求項８】前記生成手段は、 送信された前記データファイルの前記ｎ個のセグメント
について少なくとも１つの冗長セグメントを生成する手
段と、 生成された前記少なくとも１つの冗長セグメントと組み
合わせられた前記の送信されたデータファイルの前記ｎ
個のセグメントについて少なくとも１つの冗長セグメン
トを生成する手段とをさらに含む請求の範囲第７項に記
載のシステム。 - 【請求項９】前記セグメントの１つがパリティセグメン
トである請求の範囲第７項に記載のシステム。 - 【請求項１０】前記ｍ個の冗長セグメントの少なくとも
２つが、マルチビット・エラー検出およびエラー訂正コ
ードである請求の範囲第７項に記載のシステム。 - 【請求項１１】前記データファイルと、選択された前記
冗長グループにおける少なくとも２つのディスクドライ
ブとの対応を示すデータを保持する手段をさらに含む請
求の範囲第１項に記載のシステム。 - 【請求項１２】前記データファイルのセグメントを再構
成するために、前記複数の関連データ処理装置の１つか
らの前記データファイルの要求に応答する手段をさらに
含む請求の範囲第１項に記載のシステム。 - 【請求項１３】再構成された前記データファイルを前記
複数の関連データ処理装置の１つに送信するために、前
記再構成手段に応答する手段をさらに含む請求の範囲第
２項に記載のシステム。 - 【請求項１４】前記割り当て手段が、 少なくとも２つの異なる冗長グループのサイズを選択す
る手段と、 該冗長グループの各々のサイズを示すデータを記憶する
手段とを含む請求の範囲第１項に記載のシステム。 - 【請求項１５】ｕ個の前記複数のディスクドライブをデ
ータ用のディスクドライブ、冗長用のディスクドライ
ブ、またはバックアップ・ディスクドライブに割り当て
ないままに維持する維持手段をさらに含み、ここでｕは
正の整数である請求の範囲第１項に記載のシステム。 - 【請求項１６】前記維持手段が、前記ｕ個の未割り当て
のディスクドライブの電源を断とする手段を含む請求の
範囲第15項に記載のシステム。 - 【請求項１７】複数のディスクドライブを含む関連ディ
スクメモリシステム上のデータ処理装置にデータファイ
ルを格納する方法であって、 各グループが少なくとも２つのディスクドライブからな
る少なくとも２つの冗長グループに、前記複数のディス
クドライブのサブセットを割り当てる段階と、 前記データ処理装置から前記ディスクメモリシステムの
前記データファイルの送信に応答して、送信した前記デ
ータファイルを格納するために前記冗長グループの１つ
を選択する段階と、 選択された該冗長グループの少なくとも２つのディスク
ドライブにまたがって、送信された前記データファイ
ル、および送信された前記データファイルに関連した冗
長データを書き込む段階と、 前記冗長グループにより共通に分割されたバックアップ
・ディスクドライブとして前記複数のディスクドライブ
の少なくとも１つをリザーブする段階と、 機能上欠陥のある前記サブセットにおいて前記ディスク
ドライブの１つを識別する段階と、 識別された欠陥ディスクドライブの代わりに前記ディス
クドライブの１つを切り換え可能に接続する段階とを有
することを特徴とする、データ処理装置にデータファイ
ルを格納する方法。 - 【請求項１８】前記データファイルに関連した冗長デー
タを使用して、前記の識別された欠陥ディスクドライブ
上に書かれた前記データファイルのセグメントを再構成
する段階をさらに含む請求の範囲第17項に記載の方法。 - 【請求項１９】１つの前記バックアップディスクドライ
ブ上に、前記データファイルの再構成された前記セグメ
ントを書き込む段階をさらに含む請求の範囲第18項に記
載の方法。 - 【請求項２０】前記セグメントを再構成する段階は、前
記データファイルに関連した前記冗長データと、該デー
タファイルの前記複数のセグメントとを使用して、前記
の識別された欠陥ディスクドライブ上に書かれた前記デ
ータファイルのセグメントを生成する段階をさらに含む
請求の範囲第18項に記載の方法。 - 【請求項２１】前記冗長データを書き込む段階は、前記
データファイルを少なくとも２つのセグメントに分割
し、分割された前記データファイルに対する冗長データ
を生成する段階をさらに含む請求の範囲第18項に記載の
方法。 - 【請求項２２】前記セグメントおよび冗長データを書き
込む段階は、前記ディスクメモリシステムに送信された
前記データファイルの前記セグメントの各々、および前
記冗長データを、前記の選択された冗長グループにおけ
る前記少なくとも２つのディスクドライブ中の異なる一
つに書き込む段階をさらに含む請求の範囲第21項に記載
の方法。 - 【請求項２３】前記冗長データを生成する段階は、送信
された前記データファイルのｎ個のセグメントの各々に
ついてｍ個の冗長セグメントを生成するためのマルチビ
ット・エラーコードを生成する段階をさらに含む請求の
範囲第21項に記載の方法。 - 【請求項２４】前記マルチビット・エラーコードを生成
する段階は、 送信された前記データファイルの前記ｎ個のセグメント
について少なくとも１つの冗長セグメントを生成する段
階と、 生成された前記少なくとも１つの冗長セグメントと組み
合わせられた前記の送信されたデータファイルの前記ｎ
個のセグメントについて少なくとも１つの冗長セグメン
トを生成する段階とを含む請求の範囲第23項に記載の方
法。 - 【請求項２５】前記冗長セグメントの１つがパリティセ
グメントである請求の範囲第23項に記載の方法。 - 【請求項２６】ｍ個の冗長セグメントの少なくとも２つ
が、マルチビット・エラー検出およびエラー訂正コード
である請求の範囲第23項に記載の方法。 - 【請求項２７】前記データファイルと、選択された前記
冗長グループにおける少なくとも２つのディスクドライ
ブとの対応を示すデータを保持する段階をさらに含む請
求の範囲第17項に記載の方法。 - 【請求項２８】前記複数の関連データ処理装置の１つか
らの前記データファイルの要求に応答して、前記データ
ファイルのセグメントを集結させる段階をさらに含む請
求の範囲第17項に記載の方法。 - 【請求項２９】集結された前記データファイルのセグメ
ントを前記複数の関連データ処理装置の１つに送信する
段階をさらに含む請求の範囲第28項に記載の方法。 - 【請求項３０】前記サブセットを割り当てる段階は、 少なくとも２つの異なる冗長グループのサイズを選択す
る段階と、 該冗長グループの各々のサイズを示すデータを記憶する
手段とを含む請求の範囲第17項に記載の方法。 - 【請求項３１】ｕ個の前記複数のディスクドライブをデ
ータ用のディスクドライブ、冗長用のディスクドライ
ブ、またはバックアップ・ディスクドライブに割り当て
ないままに維持する段階をさらに含み、ここでｕは正の
整数である請求の範囲第17項に記載の方法。 - 【請求項３２】前記の維持する段階が、前記ｕ個の未割
り当てのディスクドライブの電源を断とする段階を含む
請求の範囲第31項に記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/480,019 US5077736A (en) | 1988-06-28 | 1990-02-13 | Disk drive memory |
| US480,019 | 1990-02-13 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05504431A JPH05504431A (ja) | 1993-07-08 |
| JP3269552B2 true JP3269552B2 (ja) | 2002-03-25 |
Family
ID=23906347
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP50452791A Expired - Fee Related JP3269552B2 (ja) | 1990-02-13 | 1991-02-05 | ディスクドライブメモリ |
Country Status (9)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5077736A (ja) |
| EP (1) | EP0515499B1 (ja) |
| JP (1) | JP3269552B2 (ja) |
| AT (1) | ATE182714T1 (ja) |
| AU (1) | AU645064B2 (ja) |
| CA (1) | CA2075934A1 (ja) |
| DE (1) | DE69131480T2 (ja) |
| ES (1) | ES2133282T3 (ja) |
| WO (1) | WO1991012577A1 (ja) |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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