JP3270959B2 - ディスクアレイ装置におけるパリティ格納方法およびディスクアレイ装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はディスクファイルシステ
ムに係り、特に高性能な入出力動作を可能とするディス
クアレイ装置と該装置におけるパリティ格納方法および
障害回復方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】現在のコンピュータシステムにおいて
は、ＣＰＵ等の上位側が必要とするデ−タは２次記憶装
置に格納され、ＣＰＵが必要とする時に応じ２次記憶装
置に対してデ−タの書込み、読み出しを行っている。こ
の２次記憶装置としては一般に不揮発な記憶媒体が使用
され、代表的なものとして磁気ディスク装置（以下ドラ
イブとする）、光ディスクなどがあげられる。近年高度
情報化に伴い、コンピュータシステムにおいて、２次記
憶装置の高性能化が要求されてきた。その一つの解とし
て、多数の比較的容量の小さなドライブにより構成され
るディスクアレイが考えられている。ディスクアレイに
ついて記載された文献として、「Ｄ．Ｐａｔｔｅｒｓｏ
ｎ，Ｇ．Ｇｉｂｓｏｎ，ａｎｄ Ｒ．Ｈ．Ｋａｒｔｚ；
Ａ Ｃａｓｅ ｆｏｒ Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａ
ｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ（Ｒ
ＡＩＤ），ｉｎ ＡＣＭ ＳＩＧＭＯＤ Ｃｏｎｆｅｒ
ｅｎｃｅ，Ｃｈｉｃａｇｏ，ＩＬ，（Ｊｕｎｅ１９８
８）」がある。Ｄ．Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ，Ｇ．Ｇｉｂｓ
ｏｎ，ａｎｄ Ｒ．Ｈ．Ｋａｒｔｚ；Ａ Ｃａｓｅ ｆ
ｏｒ Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎ
ｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ（ＲＡＩＤ）におい
て、データを分割して並列に処理を行うディスクアレイ
（レベル３）とデータを分散して、独立に扱うディスク
アレイ（レベル４、５）について、その性能および信頼
性の検討結果が報告されている。現在この論文に書かれ
ている方式が最も一般的なディスクアレイと考えられて
いる。

【０００３】レベル４、５のディスクアレイでは個々の
データを分割せずに独立に扱い、多数の比較的容量の小
さなドライブに分散して格納するものである。以下にデ
ータを分散して、独立に扱うディスクアレイについて説
明する。レベル４はレベル５において論理グループを構
成するドライブに分散しているパリティを、１台のパリ
ティのみを格納するドライブにまとめたものである。こ
こで、レベル３、レベル４、レベル５について簡単に説
明しておく。レベル３は、ディスクに格納するデータ＃
１として、例えば「００１０１０１０１０１１・・・・
・」を想定し、データ＃１とパリティを格納するための
ディスクとしてディスク＃１〜＃５が設けられた場合、
ディスク＃１に‘０’、ディスク＃２に‘０’、ディス
ク＃３に‘１’、ディスク＃４に‘０’を順次格納し、
格納された‘００１０’に対するパリティをディスク＃
５に格納する。そして、次に同様にして‘１’，
‘０’，‘１’，‘０’を順次ディスク＃１〜＃４に格
納し、そのパリティを＃５に格納してゆく。レベル４
は、データとパリティを格納するためのディスクとして
ディスク＃１〜＃５が設けられた場合、データ＃１，＃
５，・・・がディスク＃１に、データ＃２，＃６，・・
・がディスク＃２に、データ＃３，＃７，・・・がディ
スク＃３に、データ＃４，＃８，・・・がディスク＃４
に格納される。そして、例えば、データ＃１が「０１・
・・」、データ＃２が「００・・・」、データ＃３が
「１１・・・」、データ＃４が「００・・・」であると
すると、各データの先頭ビット‘００１０’に対するパ
リティをパリティ専用として指定されたディスク＃５の
先頭ビットととして格納し、以下同様にして、各データ
の２番目のビット‘１０１０’に対するパリティをディ
スク＃５の２番目のビットととして格納してゆく。そし
て、データ＃５〜＃８のデータ組に対するパリティデー
タをディスク＃５に２番目のパリティデータとして格納
するようにしてゆく。レベル５は、レベル４のようなパ
リティ専用のディスクを決めず、データ＃１をディスク
＃１、データ＃２をディスク＃２、データ＃３をディス
ク＃３、データ４１をディスク＃４に格納し、データ＃
１〜＃４のデータ組に対するパリティデータＰ1234をデ
ィスク＃５に格納し、次いで、データ＃５をディスク＃
２、データ＃６をディスク＃３、データ＃７をディスク
＃４、データ８をディスク＃５に格納し、データ＃５〜
＃８のデータ組に対するパリティデータＰ5678をディス
ク＃1に格納し、次いで、データ＃９をディスク＃１、
データ＃１０をディスク＃３、データ＃１１をディスク
＃４、データ１２をディスク＃５に格納し、データ＃９
〜＃１２のデータ組に対するパリティデータＰ9101112
をディスク＃２に格納するようにしてゆく。

【０００４】現在、一般に使用されている汎用大型コン
ピュータシステムの２次記憶装置では、１ドライブ当り
の容量が大きいため、他の読み出し／書込み要求に当該
ドライブが使用されて、そのドライブを使用できずに待
たされることが多く発生した。上記文献に記載されたタ
イプのディスクアレイでは汎用大型コンピュータシステ
ムの２次記憶装置で使用されている大容量のドライブ
を、多数の比較的容量の小さなドライブで構成し、デー
タを分散して格納してあるため、読み出し／書込み要求
が増加してもディスクアレイの複数のドライブで分散し
て処理することが可能となり、読み出し／書込み要求が
またされることが減少する。しかし、ディスクアレイ
は、このように多数のドライブにより構成されるため、
部品点数が増加し障害が発生する確率が高くなる。そこ
で、信頼性の向上を図る目的で、パリティを用意する必
要がある。このパリティによりデータを格納したドライ
ブに障害が発生した場合、その障害ドライブ内のデータ
を復元することが可能となる。ディスクアレイではデー
タからパリティを作成しデータと同様にドライブに格納
しておく。この時、パリティは、パリティの作成に関与
したデータとは別のドライブに格納される。

【０００５】これらのディスクアレイでは、現在一般に
使用されている汎用大型コンピュータシステムと同様、
２次記憶装置内では、個々のデータの格納場所（アドレ
ス）は予め指定したアドレスに固定され、ＣＰＵから当
該データへ読み出しまたは書込みする場合、この固定さ
れたアドレスへアクセスすることになっている。この分
散して格納するディスクアレイ（レベル５）ではストレ
−ジテクノロジコーポレーション（以下ＳＴＫとする）
から製品発表がされている。ＳＴＫ社から出願されてい
る米国特許ＷＯ ９１／２００７６では、レベル５の基
本アーキテクチャにおいて、動的に変更可能なアドレス
のテーブルを用意することにより、データ圧縮を行いデ
ータの書込み処理において、トラック単位で書込み先の
アドレスを動的に変換する方法について開示されてい
る。また、ＩＢＭ社の特開平４−２３０５１２号公報に
はレベル５において、書き込み時に書き込むデータと、
この書き込みにより更新したパリティを、それぞれ別の
場所に書き込む方法について開示されている。さらに、
ＩＢＭ社からディスクアレイ（９３３７）では、レベル
５においてＷＡＤ（ライト アシスト デバイス）を設
けることが発表されている。

【０００６】一方、近年磁気ディスクの置き換えデバイ
スとしてフラッシュメモリが着目されている。フラッシ
ュメモリは不揮発な半導体メモリのため、磁気ディスク
と比較して高速にデータの読み出し、書き込みが可能で
ある。しかし、フラッシュメモリでは書き込む際に書き
込み先に書き込まれているデータを消去してからでなけ
れば書き込めない。ＨＮ２８Ｆ１６００シリーズのフラ
ッシュメモリのデータシート（ＡＤＪ−２０３−０４５
（Ａ）（ｚ））によると、データの書き込みまたは読み
だし時間は、ＤＲＡＭ等と同様に約１００ｎｓ程度だ
が、消去時間が１０ｍｓかかる。また、フラッシュメモ
リでは書き込み回数に限界があり、一般にフラッシュメ
モリでは百万回が書き込み回数の限界とされ実用化にお
いては問題とされている。このように、フラッシュメモ
リにおける、書き込み回数に限界があるという問題点を
解決する方法として、書き込み時にマッピングテーブル
でフラッシュメモリへの書き込回数が平均化するように
アドレス変換する方法についてＩＢＭ社から特開平５ー
２７９２４号公報において開示されている。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】現在の汎用大型計算機
システム等ではドライブにより構成される２次記憶装置
内では、ＣＰＵから転送されてくるデータは個々のデー
タの格納場所（アドレス）が予め指定したアドレスに固
定され、ＣＰＵから当該データへ読み出しまたは書込む
場合は、この固定されたアドレスへアクセスすることに
なる。これは、ディスクアレイにおいても同じである。
データを分割して並列に処理を行うディスクアレイ（レ
ベル３）ではこのようにアドレスを固定しても影響は無
いが、データを分散して、独立に扱うディスクアレイ
（レベル４、５）ではアドレスを固定した場合、書込み
時に大きな処理オーバヘッドが必要になる。この書き込
み時の処理オーバヘッドについては特願平４−２３０５
１２に説明されている。以下それについて説明する。

【０００８】図１０は公知例で示したＤ．Ｐａｔｔｅｒ
ｓｏｎらが提案したＲＡＩＤに述べられている、データ
を分散して独立に扱うディスクアレイ（レベル５）内部
のデータアドレスを示している。この各アドレスにある
データは１回の読み出し／書込み処理される単位で、個
々のデータは独立している。前述したようにこのような
システムでは、信頼性を向上するためパリティを設定す
ることが不可欠である。本システムでは各ドライブ内の
同一アドレスのデータによりパリティが作成される。す
なわち、ドライブ＃１から４までのアドレス（１，１）
のデータの組によりパリティが作成され、パリティを格
納するドライブの（１，１）に格納される。本システム
では読み出し／書込み処理は現在の汎用大型計算機シス
テムと同様に各ドライブに対し当該データをアクセスす
る。このようなディスクアレイにおいて、例えばドライ
ブ＃３のアドレス（２，２）のデータを更新する場合、
まず、更新される前のドライブ＃３の（２，２）のデー
タと、パリティを格納してあるドライブの（２，２）の
パリティを読み出す（１）。読み出したデータと、読み
出したパリティと、更新する新しいデータとの排他的論
理和をとり、新たなパリティを作成する（２）。パリテ
ィの作成完了後、更新する新しいデータをドライブ＃３
の（２，２）に、新パリティをパリティを格納するドラ
イブの（２，２）に格納する（３）。

【０００９】このようなレベル５のディスクアレイで
は、データの格納されているドライブ、パリティの格納
されているドライブから古いデータとパリティを読みだ
すため、ディスクを平均１／２回転待ち、それから読み
出してパリティを作成する。この新しく作成したパリテ
ィを書き込むため更に１回転必要となり、データを書き
替える場合最低で１．５回転待たなければならない。特
に更新されたパリティを書き込む際に待たされる１回転
の回転待ちが、書き込み時の性能低下を引き起こす大き
な問題である。このように、ドライブにおいては１．５
回転ディスクの回転を待つということは非常に大きなオ
ーバヘッドとなる。この書き込み時のオーバヘッドはレ
ベル４においても同様である。このような書込み時のオ
ーバヘッドを削減するため、書込み先のアドレスを動的
に変換する方法が考えられ、ＳＴＫ社から出願されてい
るＷＯ ９１／２００７６に開示されている。また、Ｉ
ＢＭ社から出願されている特願平４−２３０５１２号公
報においても、書き込み時において書き込みデータを書
き込みデータが書き込まれるアドレスではなく別のアド
レスに書き込むことにより書き込みオーバヘッドを削減
する方法について開示されている。このように、レベル
５のディスクアレイでは、読み出しと比較し書き込み時
ではパリティ生成とこの生成したパリティを書き込む処
理のオーバヘッドが非常に大きいため、ＣＰＵからの読
み出し、書き込み要求が多いときには、この処理オーバ
ヘッドが性能低下の大きな原因となる。

【００１０】本発明の目的は、ディスクアレイにおける
パリティを書き込み処理のオーバヘッドを大幅に減少さ
せることにある。本発明の他の目的は、ディスクアレイ
において、パリティをフラッシュメモリ（ＦＭＥＭ）に
格納することで、書き込み処理のオーバヘッドを大幅に
減少させることにある。本発明のさらに他の目的として
は、パリティを格納するＦＭＥＭの書き込み回数を平均
化させることにある。

【００１１】

【課題を解決するための手段】上位装置から１回に読み
出しまたは書込みする単位で転送されてきたデ−タを分
割せずに複数台のディスク装置の内の複数台のデータ用
のディスク装置のいずれかに格納し、複数台のデータ用
のディスク装置に格納されている各データによりパリテ
ィを生成し、この生成したパリティを、複数台のディス
ク装置の内のパリティ用のディスク装置に格納するディ
スクアレイ装置において、このディスクアレイ装置に対
し上位装置から発行された書き込み要求に対し、パリテ
ィを更新した後、この更新したパリティを前記キャッシ
ュメモリに格納し、同様に上位装置から発行されてきた
別の書き込み要求に対し更新したパリティも該キャッシ
ュメモリに格納し、これらの更新されたパリティを該キ
ャッシュメモリ内に貯蔵し、このキャッシュメモリ内の
更新されたパリティ群を書き込み要求の発行順に前記パ
リティ用のディスク装置の更新前のパリティ群の一連の
アドレスへ一度にシーケンシャルに書き込むようにして
いる。また、前記キャッシュメモリにアドレス変換用テ
ーブルを設け、該テーブルには、パリティグループの各
データの論理アドレスと該論理アドレスに対応するディ
スク装置番号およびディスク装置内アドレスと、パリテ
ィの論理アドレスと該論理アドレスに対応するディスク
装置番号およびディスク装置内アドレスとパリティをキ
ャッシュメモリ内に貯蔵した場合のキャッシュアドレス
とキャッシュメモリ内に貯蔵されたパリティとディスク
装置内に格納されているパリティの何れが有効かを示す
フラグを備えるようにしている。また、キャッシュメモ
リにアドレス変換用テーブルを設けておき、更新された
パリティ群をシーケンシャルにまとめてディスク装置に
書き込む途中において、書き込み要求が発行されていな
いため更新されていない有効なパリティが書き込まれて
いるディスク装置のアドレスにおいては、一旦書き込み
を中断し、書き込み要求が発行され、すでに更新されて
いるディスク装置の無効なパリティのアドレスにおい
て、シーケンシャル書き込みを再開するようにしてい
る。また、キャッシュメモリにアドレス変換用テーブル
を設けておき、更新されたパリティ群をシーケンシャル
にまとめてディスク装置に書き込む際、ディスク装置の
書き込み先の領域に、書き込み要求が発行されていない
ため更新されていない有効なパリティが書き込まれてい
る場合、この有効なパリティをキャッシュメモリに読み
出し、更新されたパリティと合わせてパリティ群を構成
すると共にパリティの書き込み順を決定し、該パリティ
群を該書き込み順にディスク装置の書き込み前のパリテ
ィ群の一連のアドレスへ一度にシーケンシャルに書き込
むようにしている。また、パリティ用のディスク装置を
複数台設け、更新されたパリティ群をまとめてディスク
装置に書き込む際、複数のパリティ用のディスク装置
に、更新されたパリティ単位に、書き込み要求の発行順
に更新前のパリティの一連のアドレスへ一度に並列に書
き込むようにしている。更新されたパリティ群をシーケ
ンシャルにまとめて書き込むパリティ用のディスクを複
数の領域に分割し、更新される前のパリティが所属する
領域ごとに、更新されたパリティ群を作成し、該作成さ
れたパリティ群を該パリティ群が所属する領域に、かつ
書き込み要求の発行順に更新前のパリティ群の一連のア
ドレスへ一度にシーケンシャルに書き込むようにしてい
る。また、パリティ用のディスク装置を設けず、複数台
のディスク装置の夫々にパリティ格納領域を設け、該パ
リティ格納領域が割り当てられるディスク装置内の領域
を各ディスク装置において夫々異なるディスク装置内の
領域とし、上位装置から発行された書き込み要求に対
し、パリティを更新した後、この更新したパリティをキ
ャッシュメモリに格納し、同様に上位装置から発行され
てきた別の書き込み要求に対し更新したパリティも該キ
ャッシュメモリに格納し、これらの更新されたパリティ
を該キャッシュメモリ内に貯蔵し、このキャッシュメモ
リ内の更新されたパリティ群を更新される前のパリティ
が所属するディスク装置のパリティ格納領域毎に作成
し、対応するディスク装置のパリティ格納領域に、該パ
リティ群を書き込み要求の発行順に更新前のパリティ群
の一連のアドレスへ一度にシーケンシャルに書き込むよ
うにしている。

【００１２】また、上位装置から１回に読み出しまたは
書込みする単位で転送されてきたデ−タを分割せずに複
数台のディスク装置の内の複数台のデータ用のディスク
装置のいずれかに格納し、複数台のデータ用のディスク
装置に格納されている各データによりパリティを生成
し、この生成したパリティを、複数台のディスク装置の
内のパリティ用のディスク装置に格納するディスクアレ
イ装置において、該パリティ用のディスク装置をフラッ
シュメモリとし、該パリティ用のフラッシュメモリ上の
前記更新前のパリティ群を消去した後、前記キャッシュ
メモリ内の更新されたパリティ群を書き込み要求の発行
順に前記パリティ用のフラッシュメモリの消去された更
新前のパリティ群の一連のアドレスへ一度にシーケンシ
ャルに書き込むようにしている。また、キャッシュメモ
リにアドレス変換用テーブルを設け、該テーブルには、
パリティグループの各データの論理アドレスと該論理ア
ドレスに対応するディスク装置番号およびディスク装置
内アドレスと、パリティの論理アドレスと該論理アドレ
スに対応するフラッシュメモリチィップ番号およびフラ
ッシュメモリチィップ内アドレスとパリティをキャッシ
ュメモリ内に貯蔵した場合のキャッシュアドレスとキャ
ッシュメモリ内に貯蔵されたパリティとディスク装置内
に格納されているパリティの何れが有効かを示すフラグ
を備えるようにしている。また、更新されたパリティ群
をシーケンシャルにまとめてフラッシュメモリに書き込
む時の、実際にパリティをフラッシュメモリに書き込む
前に、フラッシュメモリ内のパリティを書き込むアドレ
スの消去を行う際に、書き込み要求が発行されていない
ため更新されていない有効なパリティが書き込まれてい
るフラッシュメモリのアドレスにおいては消去を行わず
に、書き込み要求が発行され、すでに更新されているフ
ラッシュメモリの無効なパリティのアドレスに対しての
み、消去を行うようにしている。さらに、更新されたパ
リティ群をシーケンシャルにまとめてフラッシュメモリ
に書き込む際に、書き込み要求が発行され、すでに消去
されているフラッシュメモリの無効なパリティのアドレ
スに対してのみ、書き込みを行うようにしている。ま
た、更新されたパリティ群をシーケンシャルにまとめて
フラッシュメモリに書き込む際、フラッシュメモリの更
新されたパリティ群の書き込み先の領域に、書き込み要
求が発行されていないため更新されていない有効なパリ
ティが書き込まれている場合、この有効なパリティをキ
ャッシュメモリに読み出し、更新されたパリティと合わ
せてパリティ群を構成すると共にパリティの書き込み順
を決定し、該パリティ群に対応するフラッシュメモリ上
の書き込み前のパリティ群を消去した後、前記キャッシ
ュメモリ内のパリティ群を前記書き込み順にフラッシュ
メモリの書き込み前のパリティ群の一連のアドレスへ一
度にシーケンシャルに書き込むようにしている。また、
更新されたパリティ群をシーケンシャルにまとめてフラ
ッシュメモリに書き込む際、フラッシュメモリ内の低い
アドレスから高いアドレスに向かって順次書き込んでい
き、最も高いアドレスまでパリティを書き込んだら、最
も低いアドレスに戻り、又、順次パリティを書き込んで
いく、リングバッファのようにフラッシュメモリにパリ
ティをシーケンシャルに書き込んでいくようにしてい
る。また、フラッシュメモリ内の最も低いアドレスにパ
リティを書き込んだ回数のカウントをするようにしてい
る。また、上記カウントした回数に基づきフラッシュメ
モリの寿命を判定し、寿命がきたことを出力するように
している。また、パリティ用のフラッシュメモリを複数
のフラッシュメモリチィップで構成し、更新されたパリ
ティ群をまとめてフラッシュメモリに書き込む際、複数
のフラッシュメモリチィップに、更新されたパリティ単
位に、更新前のパリティを消去した後、書き込み要求の
発行順に更新前のパリティの一連のアドレスへ一度に並
列に書き込むようにしている。また、パリティ用のフラ
ッシュメモリを複数のフラッシュメモリチィップで構成
し、更新されたパリティ群をまとめてフラッシュメモリ
に書き込む際、複数のフラッシュメモリチップに、バイ
ト単位に、更新前のパリティを消去した後、書き込み要
求の発行順に更新前のパリティの一連のアドレスへ一度
に並列に書き込むようにしている。また、データが格納
されているドライブに障害が発生した場合は、このドラ
イブに格納されているデータを回復するたびに、パリテ
ィが格納されているフラッシュメモリから、当該パリテ
ィを読み出し、障害回復をするようにしている。

【００１３】

【作用】データの書き込みによるパリティの更新後、更
新された新パリティを更新のたびに更新前のパリティが
格納されていたドライブのアドレスに書き込むと、その
都度回転待ちが必要となる。本発明では、更新パリティ
をキャッシュメモリに貯蔵しておき、これらの更新パリ
ティをシーケンシャルにまとめ書きすることにより、こ
のまとめ書きを行なう時に０．５回転の回転待ちが必要
となるが、まとめ書きを開始以降は回転待ちは無い。つ
まり、まとめられた更新パリティの集団の中で、一番最
初に書き込まれるパリティについては０．５回転の回転
待ちが必要であるが、引き続き書き込まれる２番目以降
のパリティについては回転待ちがなくなる。また、更新
パリティをキャッシュメモリに貯蔵しておき、これらの
更新パリティをシーケンシャルにＦＭＥＭにまとめ書き
することにより、このまとめ書きを行なう時は最初に一
括消去の時間（約１０ｍｓ）が必要となるのみである。
ＦＭＥＭでは部分消去時間と一括消去時間はほとんど同
じである。つまり、まとめられた更新パリティの集団の
中で、一番最初に書き込まれるパリティについては、全
ての更新パリティに対応する更新前のパリティを一括消
去する時間が必要であるが、引き続き書き込まれる２番
目以降のパリティについてはＦＭＥＭへの書き込み時間
のみとなる。また、ＦＭＥＭに対する新パリティのシー
ケンシャルなまとめ書きは、アドレスの低い方から高い
方へ一方向に行なわれるため、ＦＭＥＭチップでは書き
込み回数が平均化される。

【００１４】

【実施例】

（実施例１）以下本発明の一実施例を説明する。図１
は、本実施例のハードウェア構成を示し、１はＣＰＵ、
２はディスクアレイコントローラ（以下ＡＤＣ）、３は
ディスクアレイユニット（以下ＡＤＵ）である。ＡＤＵ
３は複数の論理グループ１０により構成され，個々の論
理グループ１０はｍ台のドライブ１２と、各々のドライ
ブ１２とＡＤＣ２を接続するディスクアレイユニットパ
ス９−１から９−４により構成される。なお、このドラ
イブ１２の数については特に制限は無い。この論理グル
ープ１０は障害回復単位で、この論理グループ１０内の
各ドライブ１２内の各データによりパリティを作成す
る。本実施例ではｍ−１台の個々のドライブ１２内のデ
ータから各々のパリティが作成される。

【００１５】次にＡＤＣ２の内部構造について図１を用
いて説明する。ＡＤＣ２はチャネルパスディレクタ５と
２個のクラスタ１３とバッテリバックアップ等により不
揮発化された半導体メモリであるキャッシュメモリ７に
より構成される。このキャッシュメモリ７にはデータと
アドレス変換用テーブルが格納されている。このキャッ
シュメモリ７およびその中のアドレス変換用テーブルは
ＡＤＣ２内の全てのクラスタ１３において共有で使用さ
れる。クラスタ１３はＡＤＣ２内において独立に動作可
能なパスの集合で、各クラスタ１３間においては電源、
回路は全く独立となっている。クラスタ１３はチャネ
ル、キャッシュメモリ７間のパスであるチャネルパス６
と、キャッシュメモリ７、ドライブ１２間のパスである
ドライブパス６−１から４が、それぞれ、２個ずつで構
成されている。それぞれのチャネルパス６−１から４と
ドライブパス８はキャッシュメモリ７を介して接続され
ている。ＣＰＵ１より発行されたコマンドは外部インタ
ーフェースパス４を通ってＡＤＣ２のチャネルパスディ
レクタ５に発行される。ＡＤＣ２は２個のクラスタ１３
により構成され、それぞれのクラスタは２個のパスで構
成されるため、ＡＤＣ２は合計４個のパスにより構成さ
れる。このことから、ＡＤＣ２ではＣＰＵ１からのコマ
ンドを同時に４個まで受け付けることが可能である。そ
こで、ＣＰＵ１からコマンドが発行された場合ＡＤＣ２
内のチャネルパスディレクタ５によりコマンドの受付が
可能かどうか判断する。

【００１６】図２は図１のチャネルパスディレクタ５と
１クラスタ１３−１内の内部構造を示した図である。図
２に示すように、ＣＰＵ１からＡＤＣ２に送られてきた
コマンドはインターフェースアダプタ（以下ＩＦ Ａｄ
ｐ）１５により取り込まれ、マイクロプロセッサである
ＭＰ２０はクラスタ内の外部インターフェースパス４の
中で使用可能なパスがあるかを調べ、使用可能な外部イ
ンターフェースパス４がある場合はＭＰ２０はチャネル
パススイッチ１６を切り換えてコマンドの受付け処理を
行ない、受け付けられない場合は受付不可の応答をＣＰ
Ｕ１へ送る。

【００１７】（アドレス変換法）本実施例ではＡＤＵ３
を構成するドライブ１２はＳＣＳＩインターフェースの
ドライブを使用する。以下にアドレス変換について説明
する。ＣＰＵ１は論理アドレスとしてデータ名を指定
し、ＡＤＣ２のＭＰ２０により実際のドライブ１２内の
物理的アドレスであるドライブ１２内のアドレス（ＳＣ
ＳＩ内Ａｄｄｒ）に変換される。ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒは
図１１に示すように当該データが格納されているトラッ
クが所属するシリンダの位置とそのシリンダ内において
当該データが格納されているトラックを決定するヘッド
アドレスと、そのトラック内のレコードの位置で構成さ
れる。具体的には要求データが格納されている当該ドラ
イブ１２の番号と当該ドライブ１２内のシリンダ番号で
あるシリンダアドレスとシリンダにおいてトラックを選
択するヘッドの番号であるヘッドアドレスとレコードア
ドレスからなる。このアドレス変換には以下に示すよう
なアドレス変換用のテーブル（以下アドレステーブルと
する）が使用される。ＡＤＣ２内のキャッシュメモリ７
には、その内部の適当な領域に図４に示すようなアドレ
ステーブルが格納されている。

【００１８】アドレステーブルは論理アドレス２７に対
し、無効データの場合オン（１）となる無効フラグ２８
と、データが格納されているドライブ１２のアドレスで
あるデータドライブ番号２９（ＤＤｒｉｖｅ Ｎｏ．）
と、そのドライブ１２内の実際にデータが格納されてい
る物理アドレスであるＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３０と、その
データがキャッシュメモリ７内にある場合のキャッシュ
メモリ７内のアドレスであるキャッシュアドレス３１
と、キャッシュメモリ７内にデータがある場合オン
（１）とするキャッシュフラグ３２と、パリティグルー
プにおいてパリティの論理アドレスであるＰ論理アドレ
ス３３と、パリティが格納されているドライブ番号であ
るパリティドライブ番号３４（ＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．）
と、そのドライブ１２内の実際にパリティが格納されて
いる物理アドレスであるＰＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３５と、
パリティの格納されているキャッシュアドレスであるＰ
キャッシュアドレス３６と、パリティがキャッシュメモ
リ７内に存在するか否かを示すＰキャッシュフラグ３７
により構成されている。パリティは、論理グループ１０
を構成する各ドライブ１２において同一ＳＣＳＩ内Ａｄ
ｄｒ３０のデータにより作成される。パリティグループ
は、論理グループ１０を構成する各ドライブ１２におい
て同一ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３０のデータと、これらのデ
ータから作成されたパリティにより構成される。具体的
には、図４においてＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３０がＤＡＤＲ
１についてはＳＤ＃１のドライブ１２に格納されている
Ｄａｔａ＃１と、ＳＤ＃２のドライブ１２に格納されて
いるＤａｔａ＃２と、ＳＤ＃３のドライブ１２に格納さ
れているＤａｔａ＃３と、ＳＤ＃４のドライブ１２に格
納されているＤａｔａ＃４とにより作成されたパリティ
であるＰａｒｉｔｙ＃１がＳＤ＃５のドライブ１２のＰ
ＳＣＳＩ内ＡＤＤＲがＤＡＤＲ５に格納され、これらの
データとパリティがパリティグループを構成する。

【００１９】以上に説明したアドレステーブルにより、
ＣＰＵが指定する論理アドレス２７に基づき、データが
実際に格納されているドライブ番号２９とＳＣＳＩ内Ａ
ｄｄｒ３０を決定する。例えば、図４においてＣＰＵ１
からＤａｔａ＃２に対し要求を発行してきた場合、アド
レステーブルからＳＤ＃２のドライブ１２内のＳＣＳＩ
内Ａｄｄｒ３０としてＤＡＤＲ１が該当していることが
分かり、物理的なアドレスへ変換される。また、このＤ
ａｔａ＃２に対応するパリティは、Ｐ論理アドレス３３
がＰａｒｉｔｙ＃１で、パリティドライブ番号（ＰＤｒ
ｉｖｅ Ｎｏ）３４がＳＤ＃５のドライブ１２であり、
ＰＳＣＳＩ内ＡＤＤＲがＤＡＤＲ５の位置に格納されて
いる。このように、ＣＰＵ１から指定された論理アドレ
ス２７を、実際に読み出し／書き込みを行うドライブ１
２の物理的なアドレスに変換した後、ＳＤ＃２のドライ
ブ１２のＤａｔａ＃２に対し読み出しまたは書込み要求
が発行される。この時アドレステーブルにおいてＤａｔ
ａ＃２の論理アドレス２７ではキャッシュフラグ３２が
オン（１）のため、このデータはキャッシュメモリ７内
のＣＡＤＲ５に存在する。もし、キャッシュフラグ３２
がオフ（０）であればキャッシュメモリ７内には、当該
データは存在しない。この、アドレステーブルはシステ
ムの電源をオンした時に、ＭＰ２０により論理グループ
１０内のある特定のドライブ１２から、キャッシュメモ
リ７にＣＰＵ１の関知無しに自動的に読み込まれる。一
方，電源をオフする時はＭＰ２０によりキャッシュメモ
リ７内のアドレステーブルを、読み込んできたドライブ
１２内の所定の場所にＣＰＵ１の関知無しに自動的に格
納する。

【００２０】（読み出し処理）次に、ＡＤＣ２内での具
体的なＩ／Ｏ処理について図１、図２を用いて説明す
る。ＣＰＵ１より発行されたコマンドはＩＦ Ａｄｐ１
５を介してＡＤＣ２に取り込まれ、ＭＰ２０により読み
出し要求か書込み要求か解読される。まず、読み出し要
求の場合の処理方法を以下に示す。ＭＰ２０が読み出し
要求のコマンドを認識すると、ＭＰ２０はＣＰＵ１から
送られてきた論理アドレスをアドレステーブルを参照
し、キャッシュメモリ７内に存在するかどうかキャッシ
ュフラグ３２を調べ、判定する。キャッシュフラグ３２
がオンでキャッシュメモリ７内に格納されている場合
（キャッシュヒット）は、ＭＰ２０がキャッシュメモリ
７から当該データを読み出す制御を開始し、キャッシュ
メモリ７内に無い場合（キャッシュミス）は当該ドライ
ブ１２へその内部の当該データを読みだす制御を開始す
る。キャッシュヒット時はＭＰ２０はアドレステーブル
によりＣＰＵ１から指定してきた論理アドレス２７に対
し、当該データが格納されているキャッシュメモリ７の
キャッシュアドレス３１に変換し、キャッシュメモリ７
へ当該データを読み出しに行く。具体的にはＭＰ２０の
指示の元でキャッシュアダプタ回路（Ｃ Ａｄｐ）２３
によりキャッシュメモリ７から当該データは読み出され
る。Ｃ Ａｄｐ２３はキャッシュメモリ７に対するデー
タの読み出し、書き込みをＭＰ２０の指示で行う回路
で、キャッシュメモリ７の状態の監視、各読み出し、書
き込み要求に対し排他制御を行う回路である。Ｃ Ａｄ
ｐ２３により読み出されたデータはデータ制御回路（Ｄ
ＣＣ）２２の制御によりチャネルインターフェース回路
（ＣＨ ＩＦ）２１に転送される。ＣＨ ＩＦ２１では
ＣＰＵ１におけるチャネルインターフェースのプロトコ
ルに変換し、チャネルインターフェースに対応する速度
に速度調整する。具体的にはＣＰＵ１，ＡＤＣ２間のチ
ャネルインターフェースを光のインターフェースにした
場合、光のインターフェースのプロトコルをＡＤＣ２内
では電気処理でのプロトコルに変換する。ＣＨ ＩＦ２
１におけるプロトコル変換および速度調整後は、チャネ
ルパスディレクタ５において、チャネルパススイッチ１
６が外部インターフェースパス４を選択しＩＦ Ａｄｐ
１５によりＣＰＵ１へデータ転送を行なう。

【００２１】一方、キャッシュミス時はキャッシュヒッ
ト時と同様にアドレステーブルにより、ＣＰＵ１が指定
した論理アドレス２７から当該ドライブ番号とそのドラ
イブ１２内の実際にデータが格納されているＳＣＳＩ内
Ａｄｄｒ３０を認識し、そのアドレスに対し、ＭＰ２０
はＤｒｉｖｅ ＩＦ２４に対し、当該ドライブ１２への
読み出し要求を発行するように指示する。Ｄｒｉｖｅ
ＩＦ２４ではＳＣＳＩの読み出し処理手順に従って、読
み出しコマンドをドライブユニットパス９−１または９
−２を介して発行する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２４から読み
出しコマンドを発行された当該ドライブ１２においては
指示されたＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３０へシーク、回転待ち
のアクセス処理を行なう。当該ドライブ１２におけるア
クセス処理が完了した後、当該ドライブ１２は当該デー
タを読み出しドライブユニットパス９を介してＤｒｉｖ
ｅ ＩＦ２４へ転送する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２４では転
送されてきた当該データをドライブ１２側のキャッシュ
アダプタ回路（Ｃ Ａｄｐ）１４に転送し、（Ｃ Ａｄ
ｐ）１４ではキャッシュメモリ７にデータを格納する。
この時、Ｃ Ａｄｐ１４はキャッシュメモリ７にデータ
を格納することをＭＰ２０に報告し、ＭＰ２０はこの報
告を元に、アドレステーブル内のＣＰＵが読み出し要求
を発行した論理アドレス２７のキャッシュフラグ３２を
オン（１）にし、キャッシュアドレス３１にキャッシュ
メモリ７内のデータを格納したアドレスを登録する。キ
ャッシュメモリ７にデータを格納し、アドレステーブル
のキャッシュフラグ３２をオン（１）にし、キャッシュ
メモリ７内のアドレスを更新した後はキャッシュヒット
時と同様な手順でキャッシュメモリ７からデータを読み
出し、ＣＰＵ１へ当該データを転送する。

【００２２】（書き込み処理）一方書き込み時は以下の
ように処理される。書き込み処理にはユーザが書き込み
先の論理アドレスを指定し、そのデータを書き換える更
新と、新たに空き領域に書き込む新規書き込みがある。
ＣＰＵ１から書き込み命令が発行されたとする。まず、
ＡＤＣ２のＭＰ２０はＣＰＵ１から書込み要求のコマン
ドを受け取った後、コマンドを受け取ったＭＰ２０が所
属するクラスタ１３内の各チャネルパス６において処理
可能かどうかを調べ、可能な場合は処理可能だという応
答をＣＰＵ１へ返す。ＣＰＵ１では処理可能だという応
答を受け取った後にＡＤＣ２へデータを転送する。この
時、ＡＤＣ２ではＭＰ２０の指示によりチャネルパスデ
ィレクタ５において、チャネルパススイッチ１６が当該
外部インターフェースパス４とＩＦ Ａｄｐ１５を当該
チャネルパス６と接続しＣＰＵ１とＡＤＣ２間の接続を
確立する。ＣＰＵ１とＡＤＣ２間の接続を確立後ＣＰＵ
１からのデータ転送を受け付ける。ＣＰＵ１から転送さ
れてくるデータには、論理アドレスと書き込みデータ
（以下新データとする）があり、これらのデータはＭＰ
２０の指示により、ＣＨ ＩＦ２１によりプロトコル変
換を行ない、外部インターフェースパス４での転送速度
からＡＤＣ２内での処理速度に速度調整する。ＣＨ Ｉ
Ｆ２１におけるプロトコル変換および速度制御の完了
後、データはＤＣＣ２２によるデータ転送制御を受け、
Ｃ Ａｄｐ２４に転送され、Ｃ Ａｄｐ２３によりキャ
ッシュメモリ７内に格納される。この時、ＣＰＵ１から
送られてきたデータが、論理アドレスの場合は、読み出
しと同様にアドレステーブルによりアドレス変換を行
い、物理アドレスに変換する。また、ＣＰＵ１から送ら
れてきたデータが新データの場合は、キャッシュメモリ
７に格納したアドレスをアドレステーブル内のキャッシ
ュアドレス３１に登録する。この時、書き込む新データ
をキャッシュメモリ７内に保持するときは、論理アドレ
ス２７のキャッシュフラグ３２をオン（１）とし、保持
しない場合はキャッシュフラグ３２をオフ（０）とす
る。なお、キャッシュメモリ７内に保持されている新デ
ータに対し、さらに書き込み要求がＣＰＵ１から発行さ
れた場合は、キャッシュメモリ７内に保持されている新
データを書き替える。

【００２３】キャッシュメモリ７に格納された新データ
は、この新データにより新しくパリティを更新し（以下
更新されたパリティを新パリティとする）、以下のよう
に論理グループ１０内のドライブ１２へ新データと新パ
リティを格納する。まず、すでにドライブ１２内に書き
込まれているデータを新しいデータに書き換える更新の
場合についてのフローを図１２を用いて示す。本発明で
はパリティは論理グループ１０を構成するドライブ１２
において、ＲＡＩＤのレベル４のように特定のパリティ
専用のドライブ１２に格納する。

【００２４】本発明の書き込み処理方法を図３を用いて
説明する。ＭＰ２０はＣＰＵ１が指定した論理アドレス
からアドレステーブルを参照し、データ、パリティが格
納されているドライブ１２（ＤＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２
９，ＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．３４で指定される）とそのド
ライブ１２内の物理的なアドレスであるＳＣＳＩ内Ａｄ
ｄｒ３０，ＰＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３５を認識する。図３
に示すようにＣＰＵ１からＳＤ＃１のドライブ１２のＤ
ａｔａ＃１に対し、Ｎｅｗ Ｄａｔａ＃１に更新する書
き込み要求が発行された場合、ＭＰ２０はアドレステー
ブルにより更新されるデータ（旧データ）であるＤａｔ
ａ＃１および更新されるパリティ（旧パリティ）である
Ｐａｒｉｔｙ＃１の物理アドレスを認識した後、それぞ
れのドライブに対し旧データと旧パリティの読み出しを
行なう（図３、図１２の（１））。この時の読み出し方
法は先に説明した読み出し処理におけるドライブ１２か
らキャッシュメモリ７への読み出しと同じである。た
だ、書き込み時の読み出しでは、ＡＤＣ２のＭＰ２０が
発行した読み出し要求のため、読み出したデータはＣＰ
Ｕ１へは転送せず、キャッシュメモリ７に転送するのみ
である。この様に読み出した旧データ、旧パリティと書
き込む新データとで排他的論理和を行ない更新後の新パ
リティであるＮｅｗ Ｐａｒｉｔｙ＃１を作成しキャッ
シュメモリ７に格納する（図３、図１２の（２））。新
パリティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ＃１）のキャッシュメ
モリ７への格納完了後、ＭＰ２０は新データ（Ｎｅｗ
Ｄａｔａ＃１）をＳＤ＃１のドライブ１２のＤａｔａ＃
１のアドレスに書き込む（図３、図１２の（３））。な
お、この新データの書き込みはＭＰ２０の管理の下で非
同期に行なわれるようにしてもよい。新パリティ（Ｎｅ
ｗ Ｐａｒｉｔｙ＃１）はキャッシュメモリ７にそのま
ま格納しておく。この時、図４に示すアドレステーブル
に対し論理アドレスがＤａｔａ＃１のエントリにＮｅｗ
Ｄａｔａ＃１を登録し、キャッシュメモリ７に保持し
ておく場合はキャッシュアドレス３１にキャッシュ内の
アドレスを登録し、キャッシュフラグ３２をオンとす
る。また、パリティに関してはキャッシュメモリ７に保
持したままのため、Ｐキャッシュアドレス３６にキャッ
シュアドレスを登録し、Ｐキャッシュフラグ３７をオン
とする。なお、この様にアドレステーブルでＰキャッシ
ュフラグ３７がオンとなっているパリティは、更新済み
のパリティとなり、パリティ格納用のドライブ１２内に
格納されているパリティは無効とされる。本発明では図
５に示すように、ＣＰＵ１からの新データを不揮発化さ
れたキャッシュメモリ７内の領域に格納し、新パリティ
の作成が完了しキャッシュメモリ７に格納した時点で、
ＭＰ２０は書き込み処理を終了したとＣＰＵ１に報告す
る。なお、従来方法では図５に示したように、新パリテ
ィをドライブの１回転後に書き込み、ＭＰ２０が書き込
み処理を終了したとＣＰＵ１に報告している。新パリテ
ィのドライブ１２への書き込みはＭＰ２０の管理の下で
非同期に行なわれるため、ユーザからは見えない。ま
た、新データのドライブ１２への書き込みをＭＰ２０の
管理の下に非同期に行なう場合は、同様にしてユーザか
らは見えない。以後ＣＰＵ１からＤａｔａ＃１０、Ｄａ
ｔａ＃８に対する書き込み処理が発行されれば、上記と
同様に処理し、各新パリティをキャッシュメモリ７に格
納していく。

【００２５】キャッシュメモリ７に溜められた新パリテ
ィは、予めユーザが設定した設定値以上の新パリティが
キャッシュメモリ７に溜った場合か、または、ユーザか
らの読み出し／書き込み要求の発行されていないタイミ
ングが生じた場合にパリティ格納用のドライブ１２にま
とめて書き込む（図３、図１２の（４））。このように
新パリティをパリティ格納用のドライブ１２にまとめて
書き込む場合は、シーケンシャルに書き込まれる。この
様に新パリティをパリティ格納用のドライブ１２に書き
込む際に、アドレステーブルのＰＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３
５に実際に新パリティを書き込んだＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ
を登録する。従来方法では制御の簡略化のため、パリテ
ィを格納するドライブ１２内でパリティを格納するＰＳ
ＣＳＩ内Ａｄｄｒ３５はデータを格納するドライブ１２
内のデータを格納するＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３０と同一に
していた。しかし、本発明では新パリティはシーケンシ
ャルにまとめて書き込まれるため、パリティ格納用のド
ライブ１２内でパリティを格納するＰＳＣＳＩ内Ａｄｄ
ｒ３５とデータ格納用のドライブ１２内のデータを格納
したＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３０は原則として同一にはせ
ず、異なるものにしている。

【００２６】また、キャッシュメモリ７内に溜められた
新パリティをシーケンシャルにまとめて書き込む最中に
ＣＰＵ１より読み出し要求が発行された場合、読み出し
処理にはパリティは関与しないため、先に説明したよう
に通常の読み出し処理を行なう。一方、キャッシュメモ
リ７内に溜められた新パリティをシーケンシャルにまと
めて書き込む最中にＣＰＵ１より書き込み要求が発行さ
れた場合は、通常の書き込み処理と同様に旧データを読
み出し、旧データの読み出し後新データを書き込む。こ
の時、キャッシュメモリ７には新データと旧データを保
持し、キャッシュメモリ７内に溜められた新パリティを
シーケンシャルにまとめて書き込む処理が終了次第、当
該書き込まれた新パリティを旧パリティとして読み出
し、この旧パリティと先の新データと旧データとにより
新パリティを作成しキャッシュメモリ７に格納する。

【００２７】本発明では新パリティをまとめ、シーケン
シャルに書き込むが、図７、８に示すように、前に書き
込まれているパリティが有効な場合、その上に新パリテ
ィを書き込んで消すわけには行かない。本発明では、ア
ドレステーブルでＰキャッシュフラグ３７がオンとなっ
ている旧パリティは、更新済みのパリティとなり、パリ
ティ格納用のドライブ１２内では無効となっているが、
Ｐキャッシュフラグ３７がオフとなっているパリティは
パリティ格納用のドライブ１２内においてまだ有効なパ
リティである。この有効なパリティが消されると、ドラ
イブ障害が発生した場合、障害ドライブ内のこのパリテ
ィの作成に関与したデータの回復が不可能となる。以下
に新パリティのシーケンシャルまとめ書きの時のパリテ
ィ格納用ドライブ１２内の有効データの扱い方について
説明する。図７に示すようにパリティ書き込み前のトラ
ックにおいてパリティのＰ１，Ｐ２，Ｐ３はデータの書
き込み要求に伴い更新された無効パリティであり、Ｐ
８，Ｐ９はデータに対する書き込み要求が発行されてい
ないため、更新されていない有効パリティである。書き
込み要求１、２、３の順に書き込み要求が発行され、こ
れによりＰ２，Ｐ３，Ｐ１の順に旧パリティが更新され
更新済みの新パリティとしてＰ’２，Ｐ’３，Ｐ’１の
順にキャッシュメモリ７に格納されているとする。これ
らの新パリティをパリティ格納用のドライブ１２にシー
ケンシャルにまとめ書きする場合は、旧パリティＰ１の
位置に新パリティＰ’２を書き込み、有効パリティであ
るＰ８はそのまま残し、旧パリティＰ２の位置に新パリ
ティＰ’３を書き込み、旧パリティＰ３の位置に新パリ
ティＰ’１を順に書き込んでいく。すなわち、旧パリテ
ィの一連の位置に新パリティをその書き込み要求の発行
順に順次書き込むのである。以上のように本発明ではシ
ーケンシャルにまとめ書きする際に、有効データはその
まま残し、飛ばして新パリティを書き込んでいく。な
お、シーケンシャルにパリティを書き込んでゆく際、１
つのパリティを書き込み、次のパリティの書き込みを開
始するための処理をしている間に、次のパリティを書き
込むためのブロックが通り過ぎてしまわないように、Ｉ
Ｓギャップ（これについては、“トランジスタ技術 Ｓ
ＰＥＣＩＡＬ ＮＯ．２７ 第２０頁”に記載されてい
る）を充分に取る必要がある。また、別の方法としては
図８に示すように有効パリティであるＰ８，Ｐ９をＭＰ
２０の指示により擬似的な読み出し要求を発行し、この
擬似的な読み出し要求によりキャッシュメモリ７に読み
出し、この読み出しによりＭＰ２０はアドレステーブル
のＰキャッシュアドレス３６をセットしＰキャッシュフ
ラグ３７をオンとすることで、更新する新パリティとみ
なし、他の新パリティと一緒にシーケンシャルにまとめ
て書き込む方法もある。すなわち、図８に示すように、
更新する新パリティＰ’２，Ｐ’３，Ｐ’１と更新する
新パリティとみなしたパリティＰ８，Ｐ９からなる更新
パリティ群の書き込み順をＰ’２，Ｐ’３，Ｐ’１，Ｐ
８，Ｐ９とし、書き込み前のパリティ群Ｐ１，Ｐ８，Ｐ
２，Ｐ３，Ｐ９の一連のアドレスへ上記書き込み順にし
たがって更新パリティ群を順次書き込む。書き込み結果
は図８のパリティ書き込み後のトラックに示すようにな
る。

【００２８】一方ドライブ１２にすでに格納されている
データに新しいデータ追加する新規書き込みの場合は、
ＭＰ２０はアドレステーブルにおいて空き領域を探す。
空き領域には２種類ある。まず一つはまったく使用され
ていない未使用領域である。この様にまったく使用され
ていない領域では、アドレステーブルにおいて論理アド
レス２７の項に論理アドレスは登録されていない。この
ため、ＭＰ２０はアドレステーブルにおいて論理アドレ
ス２７の項に論理アドレスが登録されていない領域を探
すことで、未使用領域を見つけられる。もう一つの空き
領域は、以前その領域は使用されていたが（データが書
き込まれていた）、ユーザがそのデータが必要でなくな
ったため削除した削除領域である。削除領域は、アドレ
ステーブルにおいて論理アドレス２７の項に論理アドレ
スが登録されてるが無効フラグ２８をオン（１）として
いる。このため、ＭＰ２０はアドレステーブルにおいて
無効フラグ２８がオンになっている領域を探すことで、
削除領域を見つけられる。ＭＰ２０が新規書き込みを行
なう空き領域を決定する場合、まず、未使用領域を探
す。もし、未使用領域が無い場合は削除領域を新規書き
込み先に使用する。これは、未使用領域はパリティの作
成に関与していない（全て０で構成されているとした）
ため、新規書き込みの際のパリティの更新は、新規書き
込みする新データと更新される旧パリティとの排他的論
理和のみで行なえるが、削除領域のデータはユーザにと
っては意味が無いデータとなっているが、パリティの作
成には関与しているため、新規書き込みの際に旧データ
と同じように読み出して、旧パリティと新規書き込みデ
ータとの間で排他的論理和をとり新パリティを作成しな
ければならない。このため、未使用領域に新規書き込み
を行なうのと、削除領域に新規書き込みを行なうので
は、削除領域から削除されたデータを読み出す処理が入
らない分、未使用領域に新規書き込みを行なう方が早く
処理できるためである。以上述べたようにＭＰ２０が空
き領域を探し、空き領域の認識が完了した後、この空き
領域に新規書き込みデータの書き込みを行ない、更新と
同様にアドレステーブルに論理アドレス２７を登録し、
削除領域に新規書き込みを行なった場合は無効フラグ２
８をオフとする。以上述べたように、新規書き込みと更
新では、新データの書き込み先が異なるのみで処理自体
は同じである。

【００２９】（障害回復処理）次にドライブ１２に障害
が発生した場合の、障害ドライブ１２内のデータを回復
する方法を説明する。図３に示すようにＳＤ＃１のドラ
イブ１２のＤａｔａ＃１とＳＤ＃２のドライブ１２のＤ
ａｔａ＃２とＳＤ＃３のドライブ１２のＤａｔａ＃３と
ＳＤ＃４のドライブ１２のＤａｔａ＃４からＳＤ＃５の
ドライブ１２のＰａｒｉｔｙ＃１が作成されている。同
様にＤａｔａ＃５，６，７，８からＰａｒｉｔｙ＃２、
Ｄａｔａ＃９，１０，１１，１２からＰａｒｉｔｙ＃３
が作成されている。ＳＤ＃１，２，３，４のドライブ１
２の中でどれか１台のドライブ１２に障害が発生した場
合、残りのドライブ１２内のデータとパリティから、障
害ドライブ１２内のデータを回復する。本発明では、パ
リティはパリティを格納するドライブ１２内においてラ
ンダムに格納されている。そこで、障害ドライブ１２内
のデータを回復する際は、ＭＰ２０はＳＤ＃５のドライ
ブ１２内のパリティをキャッシュメモリ７内に全て読み
出す。例えば、図３においてＳＤ＃１のドライブ１２に
障害が発生したとする。まず、ＭＰ２０はＳＤ＃５のド
ライブ１２からＰａｒｉｔｙ＃１，２，３をキャッシュ
メモリ７に読み出し、アドレステーブルのＰキャッシュ
アドレス３６にキャッシュメモリ７内のアドレスを登録
し、Ｐキャッシュフラグ３７をオンにする。次に、ＭＰ
２０はＳＤ＃２，３，４のドライブ１２からＤａｔａ＃
２，３，４をそれぞれ読み出し、これらのデータとアド
レステーブルによりこれらのデータに対応するパリティ
を、アドレステーブルにより探す。当該パリティを見つ
けた後は、上記データと先に読み出している当該パリテ
ィであるＰａｒｉｔｙ＃１とをパリティ生成回路（Ｐ
Ｇ）２５に送り、Ｄａｔａ＃１を復元する。同様にＤａ
ｔａ＃５，９も復元する。この様に復元したデータは、
障害ドライブ１２を正常なドライブ１２に交換した後、
この正常なドライブ１２に書き込むことで回復処理を行
なう。また、ドライブ１２の障害時に備え予め予備の正
常なドライブ１２を用意してある場合は、この予備の正
常なドライブ１２に復元したデータを書き込みことで回
復処理を行なう。

【００３０】以上の説明では更新後の新パリティを格納
するキャッシュメモリ７は不揮発な半導体メモリとし
た。しかし、パリティはデータとは異なり停電等によっ
てキャッシュメモリ７から消失しても、新たに作り直す
ことが可能なため、この、新たに作成する手間を許容で
きるなら、キャッシュメモリ７内で旧パリティを格納す
る領域を揮発な半導体メモリにすることも可能である。
以上の説明では、更新後の新パリティをキャッシュメモ
リ７に格納したが、キャッシュメモリ７ではなく専用の
メモリを用意することも可能である。従来のレベル４，
５では書き込み処理を行なうたびに新パリティの書き込
みを行なっていたため、常にパリティの更新後に回転の
回転待ちを必要としたが、本発明ではシーケンシャルな
まとめ書きを行なう際の最初に０．５回転の回転待ちを
必要とするのみである。

【００３１】（実施例２）本実施例では実施例１で示し
たように、１台のパリティ格納用のドライブ１２にシー
ケンシャルにまとめ書きするのではなく、複数のパリテ
ィ格納用のドライブ１２に対し新パリティをパラレルに
書き込む方法を示す。本実施例でも実施例１と同じ処理
により、データの書き込みに伴いパリティを更新し、更
新した新パリティはキャッシュメモリ７に保持される。
図９に示すように書き込み要求１、２、３によりＤａｔ
ａ＃１，＃９，＃８がそれぞれＮｅｗ Ｄａｔａ＃１，
＃９，＃８に更新され、このデータの更新により更新さ
れた新パリティとしてＮｅｗ Ｐａｒｉｔｙ＃１，＃
３，＃２がキャッシュメモリ７に保持されている（図９
の（１）（２）（３））。実施例１と同様に予めユーザ
の設定値以上の新パリティがキャッシュメモリ７に溜っ
た場合か、または、ユーザからの読み出し／書き込み要
求の発行されていないタイミングで、複数のパリティ格
納用のドライブ１２であるＳＤ＃５，ＳＤ＃６にパラレ
ルにまとめて書き込む（図９の（５））。パラレルにま
とめて書き込む単位としては、レベル３のようにバイト
単位と、レベル４、５のようにパリティ単位がある。こ
の時、各パリティ格納用のドライブ１２に対する書き込
み方法は、実施例１の１台のパリティ格納用のドライブ
１２への書き込み方法と同じである。また、本実施例の
変形として、パラレルに書き込む新パリティによりパリ
ティを作成し、ＳＤ＃７のパリティ格納用のドライブ１
２に書き込む。この様にパリティのパリティを作成する
ことにより、パリティ格納用のドライブ１２の障害時に
新たにパリティを作成する際に、データを読み出す必要
が無く、その間のデータへのアクセスを受け付けること
が可能となる。

【００３２】（実施例３）本実施例では、図６に示すよ
うにパリティ格納用のドライブ１２を複数の領域に分割
し、各領域単位で行なう方法を説明する。この領域の分
割は、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３０により行なう。例えばＳ
ＣＳＩ内Ａｄｄｒ３０がＤＡＤＲ１からＤＡＤＲｋまで
を領域１とする。ＳＤ＃１，２，３，４のドライブ１２
においてＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３０がＤＡＤＲ１からＤＡ
ＤＲｋまで領域１に所属する各データに対するパリティ
は、ＳＤ＃５のドライブ１２のＰＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３
６がＤＡＤＲ１からＤＡＤＲｋの領域１に格納される。
このように、アドレステーブルにおいて、データ、パリ
ティに対し所属する領域を対応させる。この様な領域分
割を行なった場合、領域１に所属するパリティに対しデ
ータの書き込みによるパリティの更新が行なわれた場
合、新パリティは領域１のパリティとしてキャッシュメ
モリ７に保持する。同様にＣＰＵ１からの他の書き込み
による新パリティをキャッシュメモリ７に保持してい
き、領域１のパリティとして保持されている新パリティ
はまとめられ、領域１にシーケンシャルにまとめて書き
込む。他の領域に対しても同様に各領域に所属するパリ
ティの新パリティは、まとめてそれぞれの領域にシーケ
ンシャルに書き込む。また、この様に領域に分割した際
のドライブ１２に障害が発生した場合の回復方法は、基
本的には実施例１で示した領域に分割しない場合と同じ
である。異なるのは、障害ドライブ１２内のデータを回
復する際に、ＭＰ２０はＳＤ＃５のドライブ１２内のパ
リティをキャッシュメモリ７内に全て読み出さず、各領
域単位に読み出す。つまり、回復処理を領域単位で行な
う。

【００３３】本実施例の変形例を以下に示す。本変形例
では、図１３に示すように、パリティを書き込む領域
を、１台のパリティ書き込み用の専用ドライブ１２に限
定せず、論理グループ１０を構成するドライブ１２全体
に分散させる。この様に、パリティを書き込む領域を論
理グループ１０を構成するドライブ１２に分散させた場
合と上記のように１台のドライブ１２に限定した場合で
異なる点を以下に示す。上記のように１台のドライブ１
２に限定した場合、パリティの格納先のドライブ１２が
限定されているため、ＭＰ２０がアドレステーブルによ
りパリティが格納されている領域を決定する場合、ＳＣ
ＳＩ内Ａｄｄｒのみで可能である。一方、本変形例のよ
うに、パリティを書き込む領域を論理グループ１０を構
成するドライブ１２に分散させた場合、ＭＰ２０がアド
レステーブルにより領域を決定する場合、ＳＣＳＩ内Ａ
ｄｄｒの他にドライブ番号も必要となる。この様に本変
形例ではアドレス変換方法が異なるが、その他の制御方
法は同じである。

【００３４】（実施例４）以下本発明の実施例４を説明
する。図１４は、本実施例のハードウェア構成を示し、
１はＣＰＵ、２はディスクアレイコントローラ（以下Ａ
ＤＣ）、３はディスクアレイユニット（以下ＡＤＵ）で
ある。ＡＤＵ３は複数の論理グループ１０により構成さ
れ，個々の論理グループ１０はｍ台のドライブ１２とフ
ラッシュメモリコントローラ（ＦＭＥＭＣ）４２と複数
のフラッシュメモリチィップ（ＦＭＥＭチィップ）４０
により構成されるフラッシュメモリ（ＦＭＥＭ）４１
と、各々のドライブ１２またはＦＭＥＭ４１とＡＤＣ２
を接続するディスクアレイユニットパス９−１から９−
４により構成される。本実施例では，各論理グループ１
０内にパリティを専用に格納するＦＭＥＭ４１を設け、
書き込み時にＡＤＣ２がレベル４の制御により作成した
パリティをＡＤＣ２内のキャッシュメモリ７に溜め、こ
れらのパリティを一度にシーケンシャルにＦＭＥＭ４１
に書き込む所に特徴がある。このように作成したパリテ
ィを溜め、まとめて一度にシーケンシャルにＦＭＥＭ４
１に格納することで、ドライブ１２で構成されたレベル
４のディスクアレイで問題となった書き込み時のパリテ
ィ更新オーバヘッド（回転待ち時間）を削減することが
可能になる。なお、このドライブ１２の数については特
に制限は無い。この論理グループ１０は障害回復単位
で、この論理グループ１０内の各ドライブ１２内の各デ
ータによりパリティを作成する。本実施例ではＡＤＣ２
のＭＰ２０はｍ台の個々のドライブ１２内のデータから
各々のパリティが作成され、これらのパリティが論理グ
ループ１０の一ケ所に集めて格納されるレベル４の制御
を行う。従来のディスクアレイではこのパリティはドラ
イブに格納されていた。

【００３５】次にＡＤＣ２の内部構造についての説明で
あるが、これは実施例１における図１および図２を用い
た説明と同様であるので省略する。なお、実施例１の図
２に対応する本実施例の図１５ではパリティ格納用のデ
ィスクドライブがフラッシュメモリ（ＦＭＥＭ）４１に
置き換えられている。また、（アドレス変換法）につい
ては、実施例１における説明と同様であるので省略す
る。但し、実施例１の図４におけるＰＤｒｉｖｅ Ｎ
ｏ．３４、ＰＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３５は図４に対応する
本実施例の図１７においてはＦＭＥＭ３４’、ＦＭＥＭ
内Ａｄｄｒ３５’となっている。次に、（読み出し処
理）についての説明は、実施例１における説明と同様で
あるので省略する。

【００３６】（書き込み処理）次に本実施例の特徴とな
る書き込み時の処理について以下に示す。書き込み処理
にはユーザが書き込み先の論理アドレスを指定し、その
データを書き換える更新と、新たに空き領域に書き込む
新規書き込みがある。ＣＰＵ１から書き込み命令が発行
されたとする。まず、ＡＤＣ２のＭＰ２０はＣＰＵ１か
ら書込み要求のコマンドを受け取った後、コマンドを受
け取ったＭＰ２０が所属するクラスタ１３内の各チャネ
ルパス６において処理可能かどうかを調べ、可能な場合
は処理可能だという応答をＣＰＵ１へ返す。ＣＰＵ１で
は処理可能だという応答を受け取った後にＡＤＣ２へデ
ータを転送する。この時、ＡＤＣ２ではＭＰ２０の指示
によりチャネルパスディレクタ５において、チャネルパ
ススイッチ１６が当該外部インターフェースパス４とＩ
Ｆ Ａｄｐ１５を当該チャネルパス６と接続しＣＰＵ１
とＡＤＣ２間の接続を確立する。ＣＰＵ１とＡＤＣ２間
の接続を確立後ＣＰＵ１からのデータ転送を受け付け
る。ＣＰＵ１から転送されてくるデータには、論理アド
レスと書き込みデータ（以下新データとする）があり、
これらのデータはＭＰ２０の指示により、ＣＨ ＩＦ２
１によりプロトコル変換を行ない、外部インターフェー
スパス４での転送速度からＡＤＣ２内での処理速度に速
度調整する。ＣＨ ＩＦ２１におけるプロトコル変換お
よび速度制御の完了後、データはＤＣＣ２２によるデー
タ転送制御を受け、Ｃ Ａｄｐ２４に転送され、Ｃ Ａ
ｄｐ２３によりキャッシュメモリ７内に格納される。こ
の時、ＣＰＵ１から送られてきたデータが、論理アドレ
スの場合は、読み出しと同様にアドレステーブルにより
アドレス変換を行い、物理アドレスに変換する。また、
ＣＰＵ１から送られてきたデータが新データの場合は、
キャッシュメモリ７に格納したアドレスをアドレステー
ブル内のキャッシュアドレス３１に登録する。この時、
書き込む新データをキャッシュメモリ７内に保持すると
きは、論理アドレス２７のキャッシュフラグ３２をオン
（１）とし、保持しない場合はキャッシュフラグ３２を
オフ（０）とする。なお、キャッシュメモリ７内に保持
されている新データに対し、さらに書き込み要求がＣＰ
Ｕ１から発行された場合は、キャッシュメモリ７内に保
持されている新データを書き替える。

【００３７】キャッシュメモリ７に格納された新データ
は、この新データにより新しくパリティを更新し（以下
更新されたパリティを新パリティとする）、以下のよう
に論理グループ１０内のドライブ１２へ新データを格納
し、ＦＭＥＭ４１に新パリティを格納する。まず、すで
にドライブ１２内に書き込まれているデータを新しいデ
ータに書き換える更新の場合についてのフローを図１２
を用いて示す。本実施例では論理グループ１０におい
て、ＲＡＩＤのレベル４の制御を行い、パリティはパリ
ティ専用のＦＭＥＭ４１に格納する。

【００３８】本実施例の書き込み処理方法を図１６を用
いて説明する。ＭＰ２０はＣＰＵ１が指定した論理アド
レスからアドレステーブルを参照し、データが格納され
ているドライブ１２（ＤＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２９で指定
される）とそのドライブ１２内の物理的なアドレスであ
るＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ３０とパリティが格納されている
ＦＭＥＭチィップ４０のアドレスであるＦＭＥＭアドレ
ス３４’と、このＦＭＥＭチィップ０内の物理アドレス
であるＦＭＥＭ内Ａｄｄｒ３５’を認識する。図１６に
示すようにＣＰＵ１からＳＤ＃１のドライブ１２のＤａ
ｔａ＃１に対し、Ｎｅｗ Ｄａｔａ＃１に更新する書き
込み要求が発行された場合、ＭＰ２０はアドレステーブ
ルにより更新されるデータ（旧データ）であるＤａｔａ
＃１および更新されるパリティ（旧パリティ）であるＰ
ａｒｉｔｙ＃１の物理アドレスを認識した後、旧データ
の格納されているドライブ１２と旧パリティの格納され
ているＦＭＥＭチィップ４０に対し読み出しを行なう
（図１６、図１２の（１））。この時の旧データの読み
出し方法は先に説明した読み出し処理におけるドライブ
１２からキャッシュメモリ７への読み出しと同じであ
る。ＦＭＥＭ４１からの旧パリティの読み出しは以下の
ように行う。ＭＰ２０は図１７に示すアドレステーブル
を参照し、更新される旧パリティのＰアドレス３３に対
応する、旧パリティが格納されている物理アドレス（Ｆ
ＭＥＭアドレス３４’と、このＦＭＥＭアドレス３４’
のＦＭＥＭチィップ４０内のＦＭＥＭ内Ａｄｄｒ３
５’）を認識する。ＭＰ２０がこのように更新される旧
パリティのＦＭＥＭ４１内の物理アドレスを認識した後
は、ＦＭＥＭ４１内のＦＭＥＭＣ４２に対し、当該旧パ
リティの読み出しコマンドとこの物理アドレスを送る。
読み出しコマンドと物理アドレスを受け取ったＦＭＥＭ
Ｃ４２では、ＦＭＥＭアドレス３４’に対するＦＭＥＭ
チィップ４０をイネーブルにし、ＦＭＥＭ内Ａｄｄｒ３
５’を当該ＦＭＥＭチィップ４０にセットし、当該旧パ
リティを読み出し、ＦＭＥＭＣ４２内のバッファに格納
する。当該旧パリティを読み出したＦＭＥＭＣ４２で
は、ＭＰ２０に対し当該旧パリティの格納されている当
該ＦＭＥＭチィップ４０からの読み出しが完了したこと
を報告する。この報告を受け取ったＭＰ２０はＦＭＥＭ
Ｃ４２に対し、当該旧パリティをキャッシュメモリ７に
転送するように指示し、この指示を受け取ったＦＭＥＭ
Ｃ４２は当該旧パリティをキャッシュメモリ７に転送す
る。ただ、書き込み時の読み出しでは、ＡＤＣ２のＭＰ
２０が発行した読み出し要求のため、読み出したデータ
はＣＰＵ１へは転送せず、キャッシュメモリ７に転送す
るのみである。この様に読み出した旧データ、旧パリテ
ィと書き込む新データとで排他的論理和を行ない更新後
の新パリティであるＮｅｗ Ｐａｒｉｔｙ＃１を作成し
キャッシュメモリ７に格納する（図１６、図１２の
（２））。新パリティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ＃１）の
キャッシュメモリ７への格納完了後、ＭＰ２０は新デー
タ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ＃１）をＳＤ＃１のドライブ１２
のＤａｔａ＃１のアドレスに書き込む（図１６、図１２
の（３））。なお、この新データの書き込みはＭＰ２０
の管理の下で非同期に行なわれるようにしてもよい。新
パリティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ＃１）はキャッシュメ
モリ７にそのまま格納しておく。この時、図１７に示す
アドレステーブルに対し論理アドレスがＤａｔａ＃１の
エントリにＮｅｗ Ｄａｔａ＃１を登録し、キャッシュ
メモリ７に保持しておく場合はキャッシュアドレス３１
にキャッシュ内のアドレスを登録し、キャッシュフラグ
３２をオンとする。また、パリティに関してはキャッシ
ュメモリ７に保持したままのため、Ｐキャッシュアドレ
ス３６にキャッシュアドレスを登録し、Ｐキャッシュフ
ラグ３７をオンとする。なお、この様にアドレステーブ
ルでＰキャッシュフラグ３７がオンとなっているパリテ
ィは、更新済みのパリティとなり、ＦＭＥＭ４１内に格
納されているパリティは無効とされる。本実施例では図
５に示すように、ＣＰＵ１からの新データを不揮発化さ
れたキャッシュメモリ７内の領域に格納し、新パリティ
の作成が完了しキャッシュメモリ７に格納した時点で、
ＭＰ２０は書き込み処理を終了したとＣＰＵ１に報告す
る。なお、従来方法では図５に示したように、新パリテ
ィをドライブの１回転後に書き込み、ＭＰ２０が書き込
み処理を終了したとＣＰＵ１に報告している。新パリテ
ィのＦＭＥＭ４１への書き込みはＭＰ２０の管理の下で
非同期に行なわれるため、ユーザからは見えない。ま
た、新データのドライブ１２への書き込みをＭＰ２０の
管理の下に非同期に行なう場合は、同様にしてユーザか
らは見えない。以後ＣＰＵ１からＤａｔａ＃１０、Ｄａ
ｔａ＃８に対する書き込み処理が発行されれば、上記と
同様に処理し、各新パリティをキャッシュメモリ７に格
納していく。

【００３９】キャッシュメモリ７に溜められた新パリテ
ィは、予めユーザが設定した設定値以上の新パリティが
キャッシュメモリ７に溜った場合か、または、ユーザか
らの読み出し／書き込み要求の発行されていないタイミ
ングが生じた場合にパリティ格納用のＦＭＥＭ４１にま
とめて書き込む（図１６、図１２の（４））。このよう
に新パリティをパリティ格納用のＦＭＥＭ４１にまとめ
て書き込む場合は、シーケンシャルに書き込まれる。ま
た、この様に新パリティをパリティ格納用のＦＭＥＭ４
１に書き込む際に、アドレステーブルのＦＭＥＭアドレ
ス３４’、ＦＭＥＭ内Ａｄｄｒ３５’に実際に新パリテ
ィを書き込んだアドレスを登録する。従来のディスクア
レイは全てドライブで構成され、データもパリティもド
ライブに格納されていた。また、新データは旧データが
格納されていたアドレスに書き戻されるため、更新によ
る書き込み時にアドレステーブルの変更を必要とせず、
制御は簡単であった。しかし、本実施例では、新パリテ
ィは書き込み要求が発行された順にシーケンシャルにま
とめて書き込まれるため、パリティ格納用のＦＭＥＭ４
１内では、新パリティが格納されるアドレス（ＦＭＥＭ
アドレス３４とＦＭＥＭ内Ａｄｄｒ３５）は原則とし
て、その新パリティに対する旧パリティが格納されてい
たアドレスとは同一にせず、異なるものにしている。

【００４０】また、キャッシュメモリ７内に溜められた
新パリティをシーケンシャルにまとめて書き込む最中に
ＣＰＵ１より読み出し要求が発行された場合、読み出し
処理にはパリティは関与しないため、先に説明したよう
に通常の読み出し処理を行なう。一方、キャッシュメモ
リ７内に溜められた新パリティをシーケンシャルにまと
めて書き込む最中にＣＰＵ１より書き込み要求が発行さ
れた場合は、通常の書き込み処理と同様に旧データを読
み出し、旧データの読み出し後新データを書き込む。こ
の時、キャッシュメモリ７には新データと旧データを保
持し、キャッシュメモリ７内に溜められた新パリティを
シーケンシャルにまとめて書き込む処理が終了次第、当
該書き込まれた新パリティとで新たにパリティを更新す
る。

【００４１】本実施例では新パリティをまとめ、シーケ
ンシャルに書き込むが、図１９、２０に示すように、前
に書き込まれているパリティが有効な場合、その上に新
パリティを書き込んで消すわけには行かない。本実施例
では、アドレステーブルでＰキャッシュフラグ３７がオ
ンとなっている旧パリティは、更新済みのパリティとな
り、パリティ格納用のＦＭＥＭ４１内では無効となって
いるが、Ｐキャッシュフラグ３７がオフとなっているパ
リティはＦＭＥＭ４１内においてまだ有効なパリティで
ある。この有効なパリティが消されると、ドライブ障害
が発生した場合、障害ドライブ内のこのパリティの作成
に関与したデータの回復が不可能となる。

【００４２】そこで、新パリティをシーケンシャルにま
とめ書きする時のパリティ格納用ＦＭＥＭ４１内の有効
データの扱い方について以下に説明する。図１９に示す
ようにパリティ書き込み前のＦＭＥＭチィップ４０にお
いてパリティのＰ１、Ｐ２、Ｐ３はデータの書き込み要
求に伴い更新された無効パリティであり、Ｐ８、Ｐ９は
データに対する書き込み要求が発行されていないため、
更新されていない有効パリティである。書き込み要求
１、２、３の順に書き込み要求が発行され、これにより
Ｐ２、Ｐ３、Ｐ１の順に旧パリティが更新され更新済み
の新パリティとしてＰ’２、Ｐ’３、Ｐ’１の順にキャ
ッシュメモリ７に格納されているとする。これらの新パ
リティをパリティ格納用のＦＭＥＭ４１にシーケンシャ
ルにまとめ書きする場合は、ＭＰ２０は書き込む新パリ
ティの量を調べ、この量に相当すＦＭＥＭチィップ４０
内の無効パリティ（Ｐ１、Ｐ２、Ｐ３）が書き込まれて
いるアドレスを一度に消去する（フラッシュメモリの書
き込みにおける消去方法についてはＨＮ２８Ｆ１６００
シリーズのデータシート（ＡＤＪ−２０３−０４５
（ａ）（ｚ））に記載されている）。このように、新パ
リティをシーケンシャルにまとめ書きするＦＭＥＭチィ
ップ４０内の消去が完了すると、旧パリティＰ１のアド
レスに新パリティＰ’２を書き込み、有効パリティであ
るＰ８はそのまま残し、旧パリティＰ２の位置に新パリ
ティＰ’３を書き込み、旧パリティＰ３の位置に新パリ
ティＰ’１を順に書き込んでいく。すなわち、旧パリテ
ィの一連の位置に新パリティをその書き込み要求の発行
順に順次書き込むのである。以上のように本発明ではシ
ーケンシャルにまとめ書きする際に、有効データをその
まま残し、飛ばして新パリティを書き込んでいく。

【００４３】また、別の方法としては図２０に示すよう
に有効パリティであるＰ８、Ｐ９をＭＰ２０の指示によ
り、ＦＭＥＭ４１に対し擬似的な読み出し要求を発行
し、この擬似的な読み出し要求によりキャッシュメモリ
７に有効パリティを読み出し、この有効パリティのキャ
ッシュメモリ７への読み出しによりＭＰ２０はアドレス
テーブルのＰキャッシュアドレス３６をセットしＰキャ
ッシュフラグ３７をオンとすることで、更新する新パリ
ティとみなす。ＭＰ２０はキャッシュメモリ７に溜めら
れている新パリティと読み出された有効パリティの量を
調べ、この量に相当するＦＭＥＭチィップ４０内の領域
を一度に消去する。このように、ＦＭＥＭチィップ４０
内の消去が完了すると、ＦＭＥＭ４１から読み出した有
効パリティは新パリティとして、他の新パリティと一緒
にシーケンシャルにまとめて書き込む。すなわち、図２
０に示すように、更新する新パリティＰ’２，Ｐ’３，
Ｐ’１と更新する新パリティとみなしたパリティＰ８，
Ｐ９からなる更新パリティ群の書き込み順をＰ’２，
Ｐ’３，Ｐ’１，Ｐ８，Ｐ９とし、書き込み前のパリテ
ィ群Ｐ１，Ｐ８，Ｐ２，Ｐ３，Ｐ９の一連のアドレスへ
上記書き込み順にしたがって更新パリティ群を順次書き
込む。書き込み結果は図２０のパリティ書き込み後のト
ラックに示すようになる。フラッシュメモリではデータ
をフラッシュメモリに書き込む場合、まず書き込むアド
レスに格納されているデータを消去し、この消去が完了
した後に実際にデータを書き込む。フラッシュメモリで
は１セクタ（フラッシュメモリをアクセスする場合、デ
ィスクにアクセスするときのアドレスと同じフォーマッ
トのアドレスでアクセスする）を消去しても、複数セク
タを一度に消去しても消去時間は同じである。又、書き
込み時間の大半はこの消去時間が占めており、実際にフ
ラッシュメモリに書き込む時間は消去時間と比較した場
合無視できるほど小さい。本実施例の特徴であるシーケ
ンシャルにまとめて書き込みを行うことにより、消去が
一回で済むため、新パリティのまとめる数が多いほどオ
ーバヘッドが小さく出来る。

【００４４】本実施例では、ＦＭＥＭ４１を構成する全
ＦＭＥＭチィップ４０に対し、平均に書き込みが行われ
るようにＦＭＥＭチィップ４０への書き込み回数をカウ
ントする。フラッシュメモリはドライブと比較してラン
ダムにアクセスしても短時間で処理できる利点がある
が、その反面書き込み回数に制限がある。このため、あ
るアドレスに集中して書き込みが行われると、フラッシ
ュメモリの一部が書き込み回数の限界に達してしまい、
以後書き込めなくなってしまう。本実施例では、ＦＭＥ
Ｍ４１に対しシーケンシャルにまとめて新パリティを書
き込むため、ＦＭＥＭ４１へ新パリティをシーケンシャ
ルにまとめて書き込む際に、規則的に書き込むことで全
ＦＭＥＭチィップ４０に対し書き込み回数を平均化す
る。具体的には、図１８に示すようにＦＭＥＭ４１がＦ
ＭＥＭ＃１、２、３、４、、ｎのｎ個のＦＭＥＭチィッ
プ４０で構成され、アドレスが００００からｆｆｆｆと
する。ＭＰ２０は新パリティのシーケンシャルなまとめ
書きを行うことを認識すると、前回のまとめ書きを行っ
た際に、新パリティを格納した最終のアドレスを調べ
る。例えば、前回のまとめ書きにおいて、ＦＭＥＭ４１
内で００００からａａａａまで新パリティを書き込んだ
とすると、アドレスａａａａをＭＰ２０は記憶してお
く。そして、次のシーケンシャルなまとめ書き時にはこ
の記憶しておいたアドレス（ａａａａ）を調べる。この
ように、ＭＰ２０が前回の最終アドレスを記憶すると、
ＭＰ２０は次の新パリティのシーケンシャルなまとめ書
きはアドレスａａａａの次から行うように判断する。Ｍ
Ｐ２０がこのようにして新パリティのシーケンシャルな
まとめ書きを行う先頭アドレスを認識すると、次にＦＭ
ＥＭ４１への書き込み回数の限界に達しているかどおか
を判定する。

【００４５】図２２の書き込み回数判定フローチャート
に示すように、新パリティをシーケンシャルにまとめ書
きする先頭アドレスが００００かどおかを判定する（５
１）。００００でなければ判定フローは終了し（５
２）、００００であればＭＰ２０は書き込み回数カウン
タのカウンタ値に１をたす（５３）。すなわち、先頭ア
ドレスに来る度にカウンタの値を増加する。次にＭＰ２
０はこの１をたしたカウンタ値が、予めセットされてい
るＦＭＥＭチィップ４０の書き込み回数の限界値かどお
かを判定する（５４）。ＦＭＥＭチィップ４０の書き込
み回数の限界値は、初期設定において予めＭＰ２０に対
しユーザが設定する。この判定結果において、ＦＭＥＭ
チィップ４０の書き込み回数の限界値を越えていなけれ
ば判定フローを終了し（５２）、越えている場合はＦＭ
ＥＭチィップ４０の交換を通報する（５５）。以上のよ
うに本実施例ではＦＭＥＭ４１に対する新パリティのシ
ーケンシャルなまとめ書きは、アドレスの低い方から高
い方へ一方向に行われる。これにより、ＦＭＥＭ４１の
全ＦＭＥＭチィップ４０では、書き込み回数は平均化さ
れることになる。本実施例ではこのようにしてＦＭＥＭ
４１内においてＦＭＥＭチィップ４０への書き込み回数
を平均化する。

【００４６】一方ドライブ１２にすでに格納されている
データに新しいデータ追加する新規書き込みの場合は、
ＭＰ２０はアドレステーブルにおいて空き領域を探す。
空き領域には２種類ある。まず一つはまったく使用され
ていない未使用領域である。この様にまったく使用され
ていない領域では、アドレステーブルにおいて論理アド
レス２７の項に論理アドレスは登録されていない。この
ため、ＭＰ２０はアドレステーブルにおいて論理アドレ
ス２７の項に論理アドレスが登録されていない領域を探
すことで、未使用領域を見つけられる。もう一つの空き
領域は、以前その領域は使用されていたが（データが書
き込まれていた）、ユーザがそのデータが必要でなくな
ったため削除した削除領域である。削除領域は、アドレ
ステーブルにおいて論理アドレス２７の項に論理アドレ
スが登録されてるが無効フラグ２８をオン（１）として
いる。このため、ＭＰ２０はアドレステーブルにおいて
無効フラグ２８がオンになっている領域を探すことで、
削除領域を見つけられる。ＭＰ２０が新規書き込みを行
なう空き領域を決定する場合、まず、未使用領域を探
す。もし、未使用領域が無い場合は削除領域を新規書き
込み先に使用する。これは、未使用領域はパリティの作
成に関与していない（全て０で構成されているとした）
ため、新規書き込みの際のパリティの更新は、新規書き
込みする新データと更新される旧パリティとの排他的論
理和のみで行なえるが、削除領域のデータはユーザにと
っては意味が無いデータとなっているが、パリティの作
成には関与しているため、新規書き込みの際に旧データ
と同じように読み出して、旧パリティと新規書き込みデ
ータとの間で排他的論理和をとり新パリティを作成しな
ければならない。このため、未使用領域に新規書き込み
を行なうのと、削除領域に新規書き込みを行なうので
は、削除領域から削除されたデータを読み出す処理が入
らない分、未使用領域に新規書き込みを行なう方が早く
処理できるためである。以上述べたようにＭＰ２０が空
き領域を探し、空き領域の認識が完了した後、この空き
領域に新規書き込みデータの書き込みを行ない、更新と
同様にアドレステーブルに論理アドレス２７を登録し、
削除領域に新規書き込みを行なった場合は無効フラグ２
８をオフとする。以上述べたように、新規書き込みと更
新では、新データの書き込み先が異なるのみで処理自体
は同じである。

【００４７】（障害回復処理）次にドライブ１２に障害
が発生した場合の、障害ドライブ１２内のデータを回復
する方法を説明する。図１６に示すようにＳＤ＃１のド
ライブ１２のＤａｔａ＃１とＳＤ＃２のドライブ１２の
Ｄａｔａ＃２とＳＤ＃３のドライブ１２のＤａｔａ＃３
とＳＤ＃４のドライブ１２のＤａｔａ＃４からＦＭＥＭ
＃１のＦＭＥＭチップ４０のＰａｒｉｔｙ＃１が作成さ
れている。同様にＤａｔａ＃５、６、７、８からＰａｒ
ｉｔｙ＃２、Ｄａｔａ＃９、１０、１１、１２からＰａ
ｒｉｔｙ＃３が作成されている。ＳＤ＃１、２、３、４
のドライブ１２の中でどれか１台のドライブ１２に障害
が発生した場合、残りのドライブ１２内のデータとＦＭ
ＥＭ４１内のパリティから、障害ドライブ１２内のデー
タを回復する。本実施例では、パリティはパリティを格
納するＦＭＥＭ４１内においてランダムなアドレスに格
納されている。例えば、図１６においてＳＤ＃１のドラ
イブ１２に障害が発生し、このＳＤ＃１のドライブ１２
内のＤａｔａ＃１に読み出し要求が発生したとする。ま
ず、ＭＰ２０はアドレステーブルから読み出し要求が発
行されたＤａｔａ＃１は障害が発生したドライブ内のデ
ータだと認識した場合は、ＳＤ＃２、３、４のドライブ
１２からＤａｔａ＃２、３、４をそれぞれ読み出し、Ｍ
Ｐ２０はアドレステーブルによりこれらのデータに対応
するパリティを、アドレステーブルにより探す。ＭＰ２
０がアドレステーブルにより当該パリティのＦＭＥＭ４
１内のアドレスを認識した後はＦＭＥＭ４１から当該パ
リティであるＰａｒｉｔｙ＃１を読み出し、上記データ
と共にパリティ生成回路（ＰＧ）２５に送り、排他的論
理和を行うことでＤａｔａ＃１を復元する。同様にＤａ
ｔａ＃５、９も復元する。フラッシュメモリはドライブ
のようにディスクを回転させたり、ヘッドをシークさせ
るような機械的な動作を必要としない。また、フラッシ
ュメモリでは先に述べたように書き込み時は消去を必要
とするが、読み出し時にはＤＲＡＭのような半導体メモ
リからの読み出しと同じように短時間で読み出せる。こ
のようにフラッシュメモリにおけるランダムな読み出し
はドライブと比較して無視できるほど短時間で処理でき
る。このため、本実施例のようにデータの回復毎にアド
レステーブルを調査し、アドレスを認識し、ＦＭＥＭ４
１から読み出しても、ドライブからのデータの読み出し
と比較し短時間で処理できる。この様に復元したデータ
は、障害ドライブ１２を正常なドライブ１２に交換した
後、この正常なドライブ１２に書き込むことで回復処理
を行なう。また、ドライブ１２の障害時に備え予め予備
の正常なドライブ１２を用意してある場合は、この予備
の正常なドライブ１２に復元したデータを書き込みこと
で回復処理を行なう。

【００４８】以上の説明では更新後の新パリティを格納
するキャッシュメモリ７は不揮発な半導体メモリとし
た。しかし、パリティはデータとは異なり停電等によっ
てキャッシュメモリ７から消失しても、新たに作り直す
ことが可能なため、この、新たに作成する手間を許容で
きるなら、キャッシュメモリ７内で旧パリティを格納す
る領域を揮発な半導体メモリにすることも可能である。
以上の説明では、更新後の新パリティをキャッシュメモ
リ７に格納したが、キャッシュメモリ７ではなく専用の
メモリを用意することも可能である。従来のレベル４、
５では新パリティをドライブに格納しているため、書き
込み処理を行なうたびに新パリティの書き込みを行なっ
ていたため、新パリティを書き込む毎に回転の回転待ち
を必要としたが、本実施例ではシーケンシャルなまとめ
書きを行なう際のＦＭＥＭチィップ４０の一括消去（約
１０ｍｓ）と書き込みを行う時間のみである。

【００４９】（実施例５）本実施例では実施例４で示し
たように、１つのパリティ格納用のＦＭＥＭチップにシ
ーケンシャルにまとめ書きするのではなく、複数のパリ
ティ格納用のＦＭＥＭチィップ４０に対し新パリティを
パラレルに書き込む方法を示す。本実施例でも実施例４
と同じ処理により、データの書き込みに伴いパリティを
更新し、更新した新パリティはキャッシュメモリ７に保
持される。図２１に示すように書き込み要求１、２、３
によりＤａｔａ＃１、＃９、＃８がそれぞれＮｅｗ Ｄ
ａｔａ＃１、＃９、＃８に更新され、このデータの更新
により更新された新パリティとしてＮｅｗ Ｐａｒｉｔ
ｙ＃１、＃３、＃２がキャッシュメモリ７に保持されて
いる（図２１の（１）（２）（３））。実施例１と同様
に予めユーザの設定値以上の新パリティがキャッシュメ
モリ７に溜った場合か、または、ユーザからの読み出し
／書き込み要求の発行されていないタイミングで、複数
のパリティ格納用のＦＭＥＭ４１であるＦＭＥＭ＃１、
ＦＭＥＭ＃２にパラレルにまとめて書き込む（図２１の
（５））。パラレルにまとめて書き込む単位としては、
レベル３のようにバイト単位と、レベル４、５のように
パリティ単位がある。この時、各パリティ格納用のＦＭ
ＥＭ４１に対する書き込み方法は、実施例１のパリティ
格納用のＦＭＥＭ４１への書き込み方法と同じである。
また、本実施例の変形として、パラレルに書き込む新パ
リティによりパリティを作成し、ＦＭＥＭ＃３のパリテ
ィ格納用のＦＭＥＭ４１に書き込む。この様にパリティ
のパリティを作成することにより、パリティ格納用のＦ
ＭＥＭ４１の障害時に新たにパリティを作成する際に、
データを読み出す必要が無く、その間のデータへのアク
セスを受け付けることが可能となる。

【００５０】

【発明の効果】従来はデータの書き込みによるパリティ
の更新ごとにドライブに書き込むため、この更新された
新パリティの書き込みに１回転の回転待ちが必要であっ
た。本発明によれば、更新した新パリティをキャッシュ
メモリに貯蔵しておき、後に、この様に貯蔵された新パ
リティをまとめてシーケンシャルにパリティ格納用のド
ライブに書き込んでいるため、シーケンシャルにまとめ
書きする際の、最初に０．５回転の回転待ちが必要にな
るのみであり、従来問題となっいた書き込み時の処理時
間を減少させることが可能となる。また、更新した新パ
リティをキャッシュメモリに貯蔵しておき、後に、この
様に貯蔵された新パリティをまとめてシーケンシャルに
パリティ格納用のＦＭＥＭに書き込んでいるため、シー
ケンシャルにまとめ書きする際の、ＦＭＥＭの消去時間
と書き込み時間のオーバヘッドが必要になるのみであ
り、書き込み時の処理時間を減少させることが可能とな
る。また、パリティを格納するＦＭＥＭの書き込み回数
の平均化が可能になる。

【図面の簡単な説明】

【図１】実施例１のハードウェア構成を示す図である。

【図２】図１のチャネルパスディレクタと１クラスタの
内部構造を示した図である。

【図３】実施例１の書き込み処理時におけるデータ移動
を説明する図である。

【図４】アドレス変換テーブルを説明する図である。

【図５】書き込み処理のタイミングチャートを示す図で
ある。

【図６】磁気ディスク装置内の領域分割を説明する図で
ある。

【図７】新パリティのシーケンシャル書き込み方法を説
明する図である。

【図８】新パリティの他のシーケンシャル書き込み方法
を説明するである。

【図９】実施例２の書き込み処理時におけるデータ移動
を説明する図である。

【図１０】ＲＡＩＤのレベル４、５における更新処理を
説明する図である。

【図１１】磁気ディスク装置内のアドレスを説明する図
である。

【図１２】データおよびパリティの書き込み処理のフロ
ーチャートを示す図である。

【図１３】実施例３における磁気ディスク装置内の領域
分割を説明する図である。

【図１４】実施例４のハードウェア構成を示す図であ
る。

【図１５】図１４のチャネルパスディレクタと１クラス
タの内部構造を示した図である。

【図１６】実施例４の書き込み処理時におけるデータ移
動を説明する図である。

【図１７】実施例４におけるアドレス変換テーブルを説
明する図である。

【図１８】ＦＭＥＭ内のアドレスを説明する図である。

【図１９】実施例４における新パリティのシーケンシャ
ル書き込み方法を説明する図である。

【図２０】実施例４における新パリティの他のシーケン
シャル書き込み方法を説明する図である。

【図２１】実施例５の書き込み処理時におけるデータ移
動を説明する図である。

【図２２】ＦＭＥＭの書き込み回数を判定するフローチ
ャートを示す図である。

【符号の説明】

１ ＣＰＵ ２ ディスクアレイコントローラ（ＡＤＣ） ３ ディスクアレイユニット（ＡＤＵ） ４ 外部インターフェースパス ５ チャネルパスディレクタ ６ チャネルパス ７ キャッシュメモリ ８ ドライブパス ９ ディスクアレイユニットパス １０ 論理グループ １２ ドライブ １３ クラスタ １４ ドライブ側キャッシュアダプタ（Ｃ Ａｄｐ） １５ インターフェースアダプタ １６ チャネルパススイッチ １７ 制御信号線 １８ データ線 １９ パス ２０ マイクロプロセッサ（ＭＰ） ２１ チャネルインターフェース回路（ＣＨ ＩＦ） ２２ データ制御回路（ＤＣＣ） ２３ チャネル側キャッシュアダプタ（Ｃ Ａｄｐ） ２４ ドライブインターフェース回路（Ｄｒｉｖｅ Ｉ
Ｆ） ２５ パリティ生成回路（ＰＧ） ２７ 論理アドレス ２８ 無効フラグ ２９ データドライブ番号（ＤＤｒｉｖｅ Ｎｏ．） ３０ ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ ３１ キャッシュアドレス ３２ キャッシュフラグ ３３ Ｐ論理アドレス ３４ パリティドライブ番号（ＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．） ３４’ ＦＭＥＭアドレス ３５ ＰＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ ３５’ ＦＭＥＭ内Ａｄｄｒ ３６ Ｐキャッシュアドレス ３７ Ｐキャッシュフラグ ４０ フラッシュメモリチィップ（ＦＭＥＭチィップ） ４１ フラッシュメモリ（ＦＭＥＭ） ４２ フラッシュメモリコントローラ（ＦＭＥＭＣ）

Claims (24)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 上位装置に接続され、キャッシュメモリ
   と少なくとも１台の制御装置を備えるディスクアレイコ
   ントローラと、該ディスクアレイコントローラに接続さ
   れ複数台のディスク装置からなる少なくとも１つの論理
   グループを備えるディスクアレイユニットとを備え、 前記ディスクアレイコントローラの制御装置が、前記上
   位装置から１回に読み出しまたは書込みする単位で転送
   されてきたデ−タを分割せずに前記複数台のディスク装
   置の内の複数台のデータ用のディスク装置のいずれかに
   格納し、前記複数台のデータ用のディスク装置に格納さ
   れている各データによりパリティを生成し、この生成し
   たパリティを、前記複数台のディスク装置の内のパリテ
   ィ用のディスク装置に格納するディスクアレイ装置にお
   けるパリティ格納方法であって、 このディスクアレイ装置に対し上位装置から発行された
   書き込み要求に対し、前記制御装置はパリティを更新し
   た後、この更新したパリティを前記キャッシュメモリに
   格納し、同様に上位装置から発行されてきた別の書き込
   み要求に対し更新したパリティも該キャッシュメモリに
   格納し、これらの更新されたパリティを該キャッシュメ
   モリ内に貯蔵し、このキャッシュメモリ内の更新された
   パリティ群を書き込み要求の発行順に前記パリティ用の
   ディスク装置の更新前のパリティ群の一連のアドレスへ
   一度にシーケンシャルに書き込むことを特徴とするディ
   スクアレイ装置におけるパリティ格納方法。
2. 【請求項２】 請求項１記載のディスクアレイ装置にお
   けるパリティ格納方法において、 前記ディスクアレイコントローラに更新されたパリティ
   を格納する専用メモリを設け、更新されたパリティを前
   記キャッシュメモリに替えて前記専用メモリに格納する
   ようにしたことを特徴とするディスクアレイ装置におけ
   るパリティ格納方法。
3. 【請求項３】 請求項２記載のディスクアレイ装置にお
   けるパリティ格納方法において、 前記専用メモリを揮発メモリとしたことを特徴とするデ
   ィスクアレイ装置におけるパリティ格納方法。
4. 【請求項４】 請求項１記載のディスクアレイ装置にお
   けるパリティ格納方法において、 前記キャッシュメモリにアドレス変換用テーブルを設
   け、 該テーブルには、パリティグループの各データの論理ア
   ドレスと該論理アドレスに対応するディスク装置番号お
   よびディスク装置内アドレスと、パリティの論理アドレ
   スと該論理アドレスに対応するディスク装置番号および
   ディスク装置内アドレスとパリティをキャッシュメモリ
   内に貯蔵した場合のキャッシュアドレスとキャッシュメ
   モリ内に貯蔵されたパリティとディスク装置内に格納さ
   れているパリティの何れが有効かを示すフラグを備える
   ことを特徴とするディスクアレイ装置におけるパリティ
   格納方法。
5. 【請求項５】 請求項４記載のディスクアレイ装置にお
   けるパリティ格納方法において、 更新されたパリティ群をシーケンシャルにまとめてディ
   スク装置に書き込む途中において、書き込み要求が発行
   されていないため更新されていない有効なパリティが書
   き込まれているディスク装置のアドレスにおいては、一
   旦書き込みを中断し、書き込み要求が発行され、すでに
   更新されているディスク装置の無効なパリティのアドレ
   スにおいて、シーケンシャル書き込みを再開することを
   特徴とするディスクアレイ装置におけるパリティ格納方
   法。
6. 【請求項６】 請求項４記載のディスクアレイ装置にお
   けるパリティ格納方法において、 更新されたパリティ群をシーケンシャルにまとめてディ
   スク装置に書き込む際、ディスク装置の書き込み先の領
   域に、書き込み要求が発行されていないため更新されて
   いない有効なパリティが書き込まれている場合、この有
   効なパリティをキャッシュメモリに読み出し、更新され
   たパリティと合わせてパリティ群を構成すると共にパリ
   ティの書き込み順を決定し、該パリティ群を該書き込み
   順にディスク装置の書き込み前のパリティ群の一連のア
   ドレスへ一度にシーケンシャルに書き込むことを特徴と
   するディスクアレイ装置におけるパリティ格納方法。
7. 【請求項７】 請求項１記載のディスクアレイ装置にお
   けるパリティ格納方法において、 前記パリティ用のディスク装置を複数台設け、更新され
   たパリティ群をまとめてディスク装置に書き込む際、複
   数のパリティ用のディスク装置に、更新されたパリティ
   単位に、書き込み要求の発行順に更新前のパリティの一
   連のアドレスへ一度に並列に書き込むことを特徴とする
   ディスクアレイ装置におけるパリティ格納方法。
8. 【請求項８】 請求項１記載のディスクアレイ装置にお
   けるパリティ格納方法において、 前記パリティ用のディスク装置を複数台設け、更新され
   たパリティ群をまとめてディスク装置に書き込む際、複
   数のパリティ用のディスク装置に、バイト単位に、書き
   込み要求の発行順に更新前のパリティの一連のアドレス
   へ一度に並列に書き込むことを特徴とするディスクアレ
   イ装置におけるパリティ格納方法。
9. 【請求項９】 請求項１記載のディスクアレイ装置にお
   けるパリティ格納方法において、 更新されたパリティ群をシーケンシャルにまとめて書き
   込む前記パリティ用のディスクを複数の領域に分割し、
   更新される前のパリティが所属する領域ごとに、更新さ
   れたパリティ群を作成し、該作成されたパリティ群を該
   パリティ群が所属する領域に、かつ書き込み要求の発行
   順に更新前のパリティ群の一連のアドレスへ一度にシー
   ケンシャルに書き込むことを特徴とするディスクアレイ
   装置におけるパリティ格納方法。
10. 【請求項１０】 上位装置に接続され、キャッシュメモ
    リと少なくとも１台の制御装置を備えるディスクアレイ
    コントローラと、該ディスクアレイコントローラに接続
    され複数台のディスク装置からなる少なくとも１つの論
    理グループを備えるディスクアレイユニットとを備え、 前記ディスクアレイコントローラの制御装置が、前記上
    位装置から１回に読み出しまたは書込みする単位で転送
    されてきたデ−タを分割せずに前記複数台のディスク装
    置の内の複数台のデータ用のディスク装置のいずれかに
    格納し、前記複数台のデータ用のディスク装置に格納さ
    れている各データによりパリティを生成し、この生成し
    たパリティを、前記複数台のディスク装置の内のパリテ
    ィ用のディスク装置に格納するディスクアレイ装置にお
    いて、 前記制御装置は、このディスクアレイ装置に対し上位装
    置から発行された書き込み要求に対し、パリティを更新
    した後、この更新したパリティを前記キャッシュメモリ
    に格納し、同様に上位装置から発行されてきた別の書き
    込み要求に対し更新したパリティも該キャッシュメモリ
    に格納し、これらの更新されたパリティを該キャッシュ
    メモリ内に貯蔵する手段と、このキャッシュメモリ内の
    更新されたパリティ群を書き込み要求の発行順に前記パ
    リティ用のディスク装置の更新前のパリティ群の一連の
    アドレスへ一度にシーケンシャルに書き込む手段を備え
    ることを特徴とするディスクアレイ装置。
11. 【請求項１１】 請求項１０記載のディスクアレイ装置
    において、 前記ディスクアレイコントローラに更新されたパリティ
    を格納する専用メモリを設け、更新されたパリティを前
    記キャッシュメモリに替えて前記専用メモリに格納する
    ようにしたことを特徴とするディスクアレイ装置。
12. 【請求項１２】 請求項１１記載のディスクアレイ装置
    において、 前記専用メモリを揮発メモリとしたことを特徴とするデ
    ィスクアレイ装置。
13. 【請求項１３】 上位装置に接続され、キャッシュメモ
    リと少なくとも１台の制御装置を備えるディスクアレイ
    コントローラと、該ディスクアレイコントローラに接続
    され複数台のディスク装置からなる少なくとも１つの論
    理グループを備えるディスクアレイユニットとを備え、 前記ディスクアレイコントローラの制御装置が、前記上
    位装置から１回に読み出しまたは書込みする単位で転送
    されてきたデ−タを分割せずに前記複数台のディスク装
    置のいずれかに格納し、前記複数台のデータ用のディス
    ク装置に格納されている各データによりパリティを生成
    し、この生成したパリティを、前記複数台のディスク装
    置のいずれかに格納するディスクアレイ装置において、 前記複数台のディスク装置の夫々にパリティ格納領域を
    設け、該パリティ格納領域が割り当てられるディスク装
    置内の領域を各ディスク装置において夫々異なるディス
    ク装置内の領域とし、 前記制御装置は、このディスクアレイ装置に対し上位装
    置から発行された書き込み要求に対し、パリティを更新
    した後、この更新したパリティを前記キャッシュメモリ
    に格納し、同様に上位装置から発行されてきた別の書き
    込み要求に対し更新したパリティも該キャッシュメモリ
    に格納し、これらの更新されたパリティを該キャッシュ
    メモリ内に貯蔵し、このキャッシュメモリ内の更新され
    たパリティ群を更新される前のパリティが所属するディ
    スク装置のパリティ格納領域毎に作成する手段と、該パ
    リティ群を対応するディスク装置のパリティ格納領域
    に、かつ書き込み要求の発行順に更新前のパリティ群の
    一連のアドレスへ一度にシーケンシャルに書き込む手段
    を備えることを特徴とするディスクアレイ装置。
14. 【請求項１４】 請求項１０乃至請求項１２のいずれか
    の請求項記載のディスクアレイ装置において、 前記パリティ用のディスク装置をフラッシュメモリと
    し、該パリティ用のフラッシュメモリ上の前記更新前の
    パリティ群を消去した後、前記キャッシュメモリ内の更
    新されたパリティ群を書き込み要求の発行順に前記パリ
    ティ用のフラッシュメモリの消去された更新前のパリテ
    ィ群の一連のアドレスへ一度にシーケンシャルに書き込
    む手段を備えることを特徴とするディスクアレイ装置。
15. 【請求項１５】 請求項１４記載のディスクアレイ装置
    において、 前記キャッシュメモリにアドレス変換用テーブルを設
    け、 該テーブルには、パリティグループの各データの論理ア
    ドレスと該論理アドレスに対応するディスク装置番号お
    よびディスク装置内アドレスと、パリティの論理アドレ
    スと該論理アドレスに対応するフラッシュメモリチィッ
    プ番号およびフラッシュメモリチィップ内アドレスとパ
    リティをキャッシュメモリ内に貯蔵した場合のキャッシ
    ュアドレスとキャッシュメモリ内に貯蔵されたパリティ
    とフラッシュメモリ内に格納されているパリティの何れ
    が有効かを示すフラグを備えることを特徴とするディス
    クアレイ装置。
16. 【請求項１６】 請求項１５記載のディスクアレイ装置
    において、 前期制御装置は、更新されたパリティ群をシーケンシャ
    ルにまとめてフラッシュメモリに書き込む時の、実際に
    パリティをフラッシュメモリに書き込む前に、フラッシ
    ュメモリ内のパリティを書き込むアドレスの消去を行う
    際に、書き込み要求が発行されていないため更新されて
    いない有効なパリティが書き込まれているフラッシュメ
    モリのアドレスにおいては消去を行わずに、書き込み要
    求が発行され、すでに更新されているフラッシュメモリ
    の無効なパリティのアドレスに対してのみ、消去を行う
    手段を備えることを特徴とするディスクアレイ装置。
17. 【請求項１７】 請求項１６記載のディスクアレイ装置
    において、 更新されたパリティ群をシーケンシャルにまとめてフラ
    ッシュメモリに書き込む際に、書き込み要求が発行さ
    れ、すでに消去されているフラッシュメモリの無効なパ
    リティのアドレスに対してのみ、書き込みを行う手段を
    備えることを特徴とするディスクアレイ装置。
18. 【請求項１８】 請求項１５記載のディスクアレイ装置
    において、 前記制御装置は、更新されたパリティ群をシーケンシャ
    ルにまとめてフラッシュメモリに書き込む際、フラッシ
    ュメモリの更新されたパリティ群の書き込み先の領域
    に、書き込み要求が発行されていないため更新されてい
    ない有効なパリティが書き込まれている場合、この有効
    なパリティをキャッシュメモリに読み出し、更新された
    パリティと合わせてパリティ群を構成すると共にパリテ
    ィの書き込み順を決定手段と、該パリティ群に対応する
    フラッシュメモリ上の書き込み前のパリティ群を消去す
    る手段と、前記キャッシュメモリ内のパリティ群を前記
    書き込み順にフラッシュメモリの書き込み前のパリティ
    群の一連のアドレスへ一度にシーケンシャルに書き込む
    手段を備えることを特徴とするディスクアレイ装置。
19. 【請求項１９】 請求項１５または請求項１８記載のデ
    ィスクアレイ装置において、 更新されたパリティ群をシーケンシャルにまとめてフラ
    ッシュメモリに書き込む際、 フラッシュメモリ内の低いアドレスから高いアドレスに
    向かって順次書き込んでいく手段と、最も高いアドレス
    までパリティを書き込んだら、最も低いアドレスに戻
    り、又、順次パリティを書き込んでいく、リングバッフ
    ァのようにフラッシュメモリにパリティをシーケンシャ
    ルに書き込んでいく手段を備えることを特徴とするディ
    スクアレイ装置。
20. 【請求項２０】 請求項１９記載のディスクアレイ装置
    において、 フラッシュメモリ内の最も低いアドレスにパリティを書
    き込んだ回数のカウントをする手段を備えることを特徴
    とするディスクアレイ装置。
21. 【請求項２１】 請求項２０記載のディスクアレイ装置
    において、 前記カウントした回数に基づきフラッシュメモリの寿命
    を判定し、寿命がきたことを出力する手段を備えること
    を特徴とするディスクアレイ装置。
22. 【請求項２２】 請求項１４記載のディスクアレイ装置
    において、 前記パリティ用のフラッシュメモリチィップを複数台設
    け、前記制御装置は、更新されたパリティ群をまとめて
    フラッシュメモリに書き込む際、複数のフラッシュメモ
    リチィップに、更新されたパリティ単位に、更新前のパ
    リティを消去した後、書き込み要求の発行順に更新前の
    パリティの一連のアドレスへ一度に並列に書き込む手段
    を備えることを特徴とするディスクアレイ装置。
23. 【請求項２３】 請求項１４記載のディスクアレイ装置
    において、 前記パリティ用のフラッシュメモリチィップを複数台設
    け、前記制御装置は、更新されたパリティ群をまとめて
    フラッシュメモリに書き込む際、複数のフラッシュメモ
    リチップに、バイト単位に、更新前のパリティを消去し
    た後、書き込み要求の発行順に更新前のパリティの一連
    のアドレスへ一度に並列に書き込む手段を備えることを
    特徴とするディスクアレイ装置。
24. 【請求項２４】 上位装置に接続され、キャッシュメモ
    リと少なくとも１台の制御装置を備えるディスクアレイ
    コントローラと、該ディスクアレイコントローラに接続
    され複数台のディスク装置と複数個のフラッシュメモリ
    からなる少なくとも１つの論理グループを備えるディス
    クアレイユニットとを備え、 前記ディスクアレイコントローラの制御装置が、前記上
    位装置から１回に読み出しまたは書込みする単位で転送
    されてきたデ−タを分割せずに前記複数台のディスク装
    置の内の複数台のデータ用のディスク装置のいずれかに
    格納し、前記複数台のデータ用のディスク装置に格納さ
    れている各データによりパリティを生成し、この生成し
    たパリティを、前記フラッシュメモリに格納するディス
    クアレイ装置において、 前記制御装置は、このディスクアレイ装置に対し上位装
    置から発行された書き込み要求に対し、パリティを更新
    した後、この更新したパリティを前記キャッシュメモリ
    に格納し、同様に上位装置から発行されてきた別の書き
    込み要求に対し更新したパリティも該キャッシュメモリ
    に格納し、これらの更新されたパリティを該キャッシュ
    メモリ内に貯蔵する手段と、このキャッシュメモリ内の
    更新されたパリティ群を、一度にシーケンシャルに前記
    パリティ用のフラッシュメモリに書き込まれたディスク
    アレイ装置において、データが格納されているドライブ
    に障害が発生した場合は、このドライブに格納されてい
    るデータを回復するたびに、パリティが格納されている
    フラッシュメモリから、当該パリティを読み出す手段を
    備えることを特徴とするディスクアレイ装置。