JP3344907B2 - Raid装置及び論理ボリュームのアクセス制御方法 - Google Patents
Raid装置及び論理ボリュームのアクセス制御方法Info
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Description
クユニットに、複数の同一論理ボリュームを配置したR
AID装置及び論理ボリュームのアクセス制御方法に関
し、特に、物理デイスクユニットを複数の論理ボリュー
ムで効率良く使用するためのRAID装置及び論理ボリ
ュームのアクセス制御方法に関する。
ステムとして、磁気ディスクシステム等のディスクシス
テムが採用されている。コンピュータは、ディスクシス
テムに対し、OS(Operating System) が認識する論理
ボリューム名で、ディスクシステムをアクセスする。一
方、ディスクシステムには、論理ボリュームが配置され
る。尚、論理ボリュームは、ホストが認識するディスク
デバイスの単位を示す。
論理ボリュームを1つ配置することは、その論理ボリュ
ームが配置された物理ディスクユニットが故障した時
に、その論理ボリュームを使用できなくなる。
nt Arrays of Inexpensive Disks)装置が提案されてい
る。RAID装置では、複数の同一の論理ボリューム
が、異なるディスクユニットに配置される。このため、
一のディスクユニットが故障しても、同一の論理ボリュ
ームを配置された他のディスクユニットを使用できる。
数の磁気ディスクユニット91ー1〜91ー4と、これ
らを制御するディスクコントローラ90とからなる。こ
の単一の磁気ディスクユニット91ー1〜91ー4の容
量は、急激に増大している。
は、制限がある。例えば、単一の磁気ディスクユニット
は、9ギガバイトの容量を有するが、OSが意識するボ
リュームは、最大4.5ギガバイト程度である。
リューム)91−1〜91−4を、OSが意識するボリ
ューム(論理ボリュームという)に分割使用することが
行われている。
論理ボリュームの組み合わせとしては、各実ボリューム
での論理ボリュームの組み合わせを同一にする方法が、
従来採用されていた。
1のミラー構成においては、4つの磁気ディスクユニッ
ト91−1〜91−4に、各々2つの異なる論理ボリュ
ームが配置される。
ト91−1と91−2に、各々論理ボリューム#0と#
1が配置される。又、磁気ディスクユニット91−3と
91−4に、各々論理ボリューム#2と#3が配置され
る。
維持する方式である。
(B)及び図19は、従来技術の問題点説明図である。
ムの性質に従い、異なる。例えば、論理ボリューム#
0、#1、#2、#3のアクセス回数が、各々80回、
60回、40回、20回であったとする。従来の論理ボ
リュームの配置構成において、これを、物理ディスクユ
ニットのアクセス回数に対応させると、図18(A)に
示す如くなる。
リューム#0、#1が配置されているため、アクセス回
数は、70回となる。同様に、物理ディスクユニット9
1−2は、論理ボリューム#0、#1が配置されている
ため、アクセス回数は、70回となる。
リューム#2、#3が配置されているため、アクセス回
数は、30回となる。同様に、物理ディスクユニット9
1−4は、論理ボリューム#2、#3が配置されている
ため、アクセス回数は、30回となる。
のまま実ボリュームの負荷の偏りとなる。例えば、論理
ボリューム#0、#1が配置された物理ディスクユニッ
ト91−1と91−2の負荷は、大きくなる。一方、論
理ボリューム#2、#3が配置された物理ディスクユニ
ット91−3と91−4の負荷は、小さくなる。
より、物理ディスクユニットの負荷が偏り、負荷の高い
物理ディスクユニットへのアクセスは、ビジー率が高く
なり、全体としてのアクセス速度が低下するという問題
があった。
ピーを行う場合がある。例えば、図18(B)に示すよ
うに、論理ボリューム#0から論理ボリューム#1へコ
ピー処理を行う場合である。この場合には、物理ディス
クユニット91−1の論理ボリューム#0から物理ディ
スクユニット91−1の論理ボリューム#1へコピーす
る場合には、物理ディスクユニット91−1の競合が生
じる。
論理ボリューム#0から物理ディスクユニット91−1
の論理ボリューム#1にコピーを行う場合には、物理デ
ィスクユニット91−2の論理ボリューム#1のアクセ
スが、コピー動作と競合する。このため、論理ボリュー
ム間でのシーケンシャルコピーを行うと、著しい性能の
低下が発生するという問題があった。
縮退モードで運用する場合がある。例えば、図19に示
すように、物理ディスクユニット91−1が故障したと
する。従来技術では、物理ディスクユニット91−1に
配置された論理ボリュームは、物理ディスクユニット9
1−2に配置されているため、物理ディスクユニット9
1−2に負荷が集中する。
が、図18(A)で示した例とすると、図19に示すよ
うに、物理ディスクユニット91−1が故障した場合
に、物理ディスクユニット91−3、91−4のアクセ
ス回数は変わらず、物理ディスクユニット91−2のア
クセス回数のみ増加する。
ディスクユニットと同一の論理ボリュームを配置した物
理ディスクユニットに、負荷が集中するという問題が生
じて、性能低下の原因となっていた。
偏りによって、実ボリュームの負荷が偏ることを防止す
るRAID装置及び論理ボリュームのアクセス制御方法
を提供することにある。
荷の自動調整を行うためのRAID装置及び論理ボリュ
ームのアクセス制御方法を提供することにある。
の負荷の偏りによる性能低下を防止するRAID装置及
び論理ボリュームのアクセス制御方法を提供することに
ある。
である。
複数の異なる論理ボリュームを配置するための複数の物
理ディスクユニット11−1〜11−4と、指定された
論理ボリュームが配置された物理ディスクユニット11
−1〜11−4をアクセスして、指定された論理ボリュ
ームをアクセスするディスクコントローラ10とを有す
る。
々を、異なる物理デイスクユニットに配置され、且つ前
記複数の各物理デイスクユニットに配置された複数の論
理ボリュームの組み合わせが、前記各物理デイスクユニ
ットにおいて異なるようにし、且つデイスクコントロー
ラは、前記複数の論理ボリュームが配置された物理デイ
スクユニット単位にアクセスするとともに、前記論理ボ
リューム毎に、前記論理ボリュームが配置された複数の
物理デイスクユニットを示すための変換テーブルを有
し、前記アクセス要求に応じて、前記変換テーブルを参
照して、前記指定された論理ボリュームが配置され、且
つ使用中でない物理デイスクユニットを探し、前記探し
た物理デイスクユニットをアクセスして、前記指定され
た論理ボリュームをアクセスするものである。
は、論理ボリューム#0と#1を配置する。物理ディス
クユニットユニット11−2には、論理ボリューム#0
と#3を配置する。物理ディスクユニット11−3に
は、論理ボリューム#2と#3を配置する。物理ディス
クユニットユニット11−4には、論理ボリューム#2
と#1を配置する。
おいて、配置される論理ボリュームの組み合わせが異な
るようにしている。
も、各物理ディスクユニット間において、配置される論
理ボリュームの組み合わせが異なるため、物理ディスク
ユニットへの負荷が調整される。従って、論理ボリュー
ムの負荷の偏りによる物理ディスクユニットの負荷の偏
りを防止できる。
も、各物理ディスクユニット間において、配置される論
理ボリュームの組み合わせが異なるため、複写処理して
いる論理ボリュームへのアクセスの競合を防止できる。
ィスクユニット間において、配置される論理ボリューム
の組み合わせが異なるため、負荷が全物理ディスクユニ
ットに分散されることになり、負荷の過度の集中を防止
できる。
成図、図3は本発明の一実施の形態のディスクユニット
の説明図、図4は図3における負荷の自動調整動作の説
明図、図5は図3における複写処理時の動作説明図、図
6は図3における縮退モード時の動作説明図である。
は、磁気ディスクコントローラで構成されている。ディ
スクコントローラ10は、コンピュータ等の上位装置と
コマンド/データのやりとりを行うためのチャネルアダ
プター回路20と、資源の管理をおこなうためのリソー
スマネージャ回路21と、各種のテーブルを格納するテ
ーブルストレッジ22と、リード/ライトデータ等を格
納するためのメインストレッジ23と、デバイス(磁気
ディスクユニット)11−1〜11−4を制御するため
の2つのデバイスアダプター回路24、25とを有す
る。
は、磁気ディスクユニット11−1〜11−4が接続さ
れている。磁気ディスクユニット11−1〜11−4
は、周知の磁気ディスク記憶デバイスで構成されてい
る。
−4において、論理ボリュームは、図3に示すように、
配置される。ここでは、RAID構成が、RAID−1
のミラー構成の例で説明する。ミラー構成では、各論理
ボリューム#0〜#3は、2重化して、配置される。即
ち、同一の論理ボリュームが、2つ配置される。
11−1〜11−4に、2つの論理ボリュームを配置す
るものとする。そして、磁気ディスクユニット11−1
には、論理ボリューム#0と#1を配置する。磁気ディ
スクユニットユニット11−2には、論理ボリューム#
0と#3を配置する。磁気ディスクユニット11−3に
は、論理ボリューム#2と#3を配置する。磁気ディス
クユニットユニット11−4には、論理ボリューム#2
と#1を配置する。
磁気ディスクユニットに配置され、且つ各磁気ディスク
ユニットにおいて、配置される論理ボリュームの組み合
わせが異なる。
置した動作を説明する。
0、#1、#2、#3のアクセス回数が、各々80回、
60回、40回、20回であったとする。図4の左側に
示すように、非対象の配置構成では、磁気ディスクユニ
ット11−1は、論理ボリューム#0、#1が配置され
ているため、アクセス回数は、70回となる。同様に、
磁気ディスクユニット11−2は、論理ボリューム#
0、#3が配置されているため、アクセス回数は、50
回となる。
リューム#2、#3が配置されているため、アクセス回
数は、30回となる。同様に、磁気ディスクユニット1
1−4は、論理ボリューム#2、#1が配置されている
ため、アクセス回数は、50回となる。
ムをアクセスする時に、使用中でない磁気ディスクユニ
ットがアクセスされる。このため、アクセス動作に伴
い、図4の右側に示す状態に次第に負荷が調整される。
スクユニット11−1、11−2に配置された他の論理
ボリューム#1、#3は、論理ボリューム#0を含まな
い他の磁気ディスクユニット11−3、11−4に、そ
のペアを持っている。論理ボリューム#1、#3の処理
(リード要求の処理)は、相対的に負荷の低い論理ボリ
ューム#0を含まない磁気ディスクユニット11−3、
11−4で実行される割り合いが増大する。
結局、グループ内の全ての磁気ディスクユニット11−
1〜11−4に渡って、負荷の調整が行われる。従っ
て、磁気ディスクユニット11−1の高い負荷は、負荷
の低い磁気ディスクユニット11−2、11−3、11
−4に分散される。
1〜11−4のアクセス回数は、全て等しい50回とな
る。従って、論理ボリュームの負荷に偏りがあっても、
磁気ディスクユニットの負荷は、均等となる。このた
め、論理ボリュームの負荷に偏りがあっても、各磁気デ
ィスクユニットの応答速度は、同一となる。
対しても、論理ボリュームへのアクセスを待たせる時間
が短くなる。即ち、ミラー構成のディスクシステムのア
クセス速度を向上できる。
ボリューム#1への複写処理の動作を示す。この例で
は、磁気ディスクユニット11−2の論理ボリューム#
0を、磁気ディスクユニット11−1の論理ボリューム
#1に複写している。
ス(ライトアクセス)があっても、論理ボリューム#1
は、空いている磁気ディスクユニット11−4にも、配
置されているので、磁気ディスクユニット11−4をア
クセスして、論理ボリューム#1をアクセスできる。
いても、同様である。このように、論理ボリューム間の
複写処理をしていても、論理ボリュームのアクセスの競
合が回避できるため、応答性能が向上する。
である。図6の左の状態は、図4の右に示した調整後の
状態を示す。ここで、磁気ディスクユニット11−1が
故障したとすると、磁気ディスクユニット11−2〜1
1−4で運用する。
ト11−1の負荷は、故障していない磁気ディスクユニ
ット11−2〜11−4に分散される。ここでは、磁気
ディスクユニット11−2のアクセス回数は、80回と
なり、磁気ディスクユニット11−3のアクセス回数
は、60回となり、磁気ディスクユニット11−4のア
クセス回数は、60回となる。
スクユニットのペアの一方が障害で使用できなくなる縮
退モード時には、従来の構成では、リード要求の処理能
力は、半分となる。しかし、本発明の場合では、負荷が
分散されるため、リード要求の処理能力は、25%程度
のダウンで済む。
ム#0〜#3の各々は、磁気ディスクユニット11−1
〜11−4の同一位置に配置される。例えば、論理ボリ
ューム#1は、磁気ディスクユニット11−1、磁気デ
ィスクユニット11−4の下側に位置している。
を示すブロック内において、上側を、磁気ディスクの外
周側とし、下側を磁気ディスクの内周側とすると、論理
ボリューム#1は、磁気ディスクユニット11−1、磁
気ディスクユニット11−4の内周側に配置されてい
る。
を、磁気ディスクユニットの同一の位置に配置した理由
について、説明する。磁気ディスクユニットでは、磁気
ディスクの内周側と外周側とでは、1周当たりのデータ
量が相違する。このため、1周、即ち単位時間当たりの
リード/ライトできるデータ量は、外周側で、増加す
る。この事は、磁気ディスクの外周程、データ当たりの
リード/ライト時間が速いことになる。
アの論理ボリュームに同時に行われる。このため、論理
ボリュームの磁気ディスク上での位置が異なると、書き
込み時間は、バラツキ、遅い方に合わせる必要があり、
全体の性能が低下する。
を、磁気ディスクの同一位置に配置すると、書き込み時
間は、複数の同一の論理ボリューム間で、同一となる。
このため、ミラー構成の場合のリード/ライト時間が向
上する。
機構の説明図、図8(A)及び図8(B)は、図7の変
換機構の構成図である。
論理ボリューム#0〜#3のアクセスは、リソースマネ
ージャ回路21、テーブルストレッジ22により、磁気
ディスクユニット(実ボリューム)11−1〜11−4
のアクセスに変換される。
に示す変換テーブル22−1と、図8(B)に示す使用
状態テーブル22−2が設けられている。
ム#0〜#3毎に、論理ボリュームが配置されている実
ボリューム(磁気ディスクユニット)の番号を格納する
ものである。更に、論理ボリューム毎に、その論理ボリ
ュームの数を示す多重度を表すためのカウンタを格納す
る。
0に対し、実ボリュームの番号として、磁気ディスクユ
ニット11−1と11−2の番号がセットされる。又、
2つの論理ボリューム#0が配置されるため、カウンタ
は、「2」となる。
る実ボリュームや存在しない実ボリュームに対しては、
無効フラグが立てられる。
に示すように、各実ボリューム(磁気ディスクユニッ
ト)が使用中か否かを、使用中フラグで示すものであ
る。
ス処理フロー図、図10は、図9における実ボリューム
のアクセス処理フロー図、図11は、図10における実
ボリューム番号のアクセス処理フロー図である。
は、プロセッサーで構成されている。
ッサーという)21は、チャネルアダプター回路20か
ら論理ボリュームへのアクセスがあるかを調べる。
あると判定すると、図10に示す実ボリュームのアクセ
ス処理を実行する。
正常終了かを判定する。プロセッサー21は、アクセス
が正常終了なら、ステップS1に戻る。
セスが正常終了でないなら、エラー処理を行う。そし
て、ステップS1に戻る。
理について、説明する。
あると判定すると、図11により説明する処理により、
論理ボリューム番号からデータをアクセスする実ボリュ
ーム番号を求める。
ム番号を求めると、実ボリュームが有効であったかを調
べる。プロセッサー21は、実ボリュームが有効でない
と判定すると、異常終了フラグを立てて、図9に戻る。
ムが有効と判断すると、テーブルストレッジ22の使用
状態テーブル22−2の当該実ボリュームの使用中フラ
グを立てる。そして、プロセッサー21は、その実ボリ
ュームをアクセスする。即ち、プロセッサー21は、デ
バイスアダプター回路24、25を介して、その実ボリ
ューム(磁気ディスクユニット)をアクセスする。そし
て、アクセス終了後、プロセッサー21は、使用状態テ
ーブル22−2の当該実ボリュームの使用中フラグを消
す。更に、プロセッサー21は、正常終了フラグを立て
て、図9に戻る。
フラグ又は異常終了フラグを調べて、図10の処理が正
常に終了したか、異常に終了したかを判断する。
ス処理について、説明する。
ストレッジ22の変換テーブル22−1(図8(A)参
照)から、当該論理ボリュームのカウンタ値をコピーす
る。
値が、「0」を越えているかを判断する。カウンタ値
は、配置された論理ボリュームの多重度を示しているの
で、コピーしたカウンタ値が、「0」である時には、論
理ボリュームは、配置されていないことを示す。従っ
て、コピーしたカウンタ値が、「0」を越えていないけ
れば、無効を示す無効フラグを立てて、図10の処理に
戻る。
たカウンタ値が、「0」を越えていれば、変換テーブル
22−1の実ボリューム番号をアドレスするポインター
を、「0」にセットする。
ポインターの示す変換テーブル22−1の実ボリューム
番号欄を参照する。プロセッサー21は、参照した実ボ
リューム番号欄に、実ボリューム番号が存在するかを調
べる。
実ボリューム欄に、実ボリューム番号が存在しない場合
には、コピーしたカウンタ値を「1」デクリメントす
る。そして、プロセッサー21は、このカウンタ値が
「0」を越えているかを判定する。コピーしたカウンタ
値が「0」を越えていないと、論理ボリュームが配置さ
れた実ボリュームはないため、前述のステップS10と
同様に、無効を示す無効フラグを立てて、図10の処理
に戻る。逆に、プロセッサー21は、コピーしたカウン
タ値が、「0」を越えていれば、変換テーブル22−1
の実ボリューム番号をアドレスするポインターを、
「1」インクリメントして、ステップS12に戻る。
セッサー21は、ポインタの参照した実ボリュームが存
在すると判定すると、使用状態テーブル22−2を参照
して、その実ボリュームが使用中かを判定する。その実
ボリュームが使用中でないと、有効フラグをセットし
て、図10の処理に戻る。
セッサー21が、実ボリュームが使用中と判定すると、
他の実ボリュームを探す。このため、コピーしたカウン
タ値を「1」デクリメントする。
このカウンタ値が「0」を越えているかを判定する。プ
ロセッサー21は、コピーしたカウンタ値が、「0」を
越えていれば、変換テーブル22−1の実ボリューム番
号をアドレスするポインターを、「1」インクリメント
して、ステップS12に戻る。
「0」を越えていないと、論理ボリュームが配置された
実ボリュームは、これ以上ない。このため、プロセッサ
21は、カウンタ値をコピーしなおす。そして、プロセ
ッサー21は、ポインターを「0」にセットしなおす。
更に、ステップS12に戻る。
使用状態テーブル22−2を参照して、その論理ボリュ
ームが配置され、且つ使用中でない実ボリュームを探
す。このため、テーブル参照により、容易に実ボリュー
ムを探すことができる。
は、無効フラグをセットしておく。このため、無効の実
ボリュームが存在しても、変換テーブル22−1を変更
することなく、実現できる。
分、ポインタを進めて、空いている実ボリュームを探
す。このため、後述する他の実施の形態に示すように、
各論理ボリュームの多重度を、各論理ボリューム毎に設
定できる。
説明する。
明図、図13は、本発明の第3の実施の形態の説明図、
図14は、本発明の第4の実施の形態の説明図、図15
は、本発明の第5の実施の形態の説明図である。
ペアを組むミラー構成のもので説明する。ここで、1物
理ディスクユニットに、m個の論理ボリュームを配置
し、一対の物理ディスクユニットのペア数をnとする。
1物理ディスクユニットに、3個の論理ボリュームを配
置し、3対の物理ディスクユニットのペアを設けた例で
ある。図12に示すように、各物理ディスクユニット1
1−1〜11−6は、配置された論理ボリューム#0〜
#8の組み合わせが異なる。
ィスクユニット上に配置された論理ボリュームは、対側
(Secondary) では、各々別の物理ディスクユニットに配
置されている。例えば、物理ディスクユニット11−1
に配置された論理ボリューム#0、#3、#6は、各々
物理ディスクユニット11−2、11−4、11−6に
配置されている。
ユニット上の論理ボリュームの位置(内外周)は、同一
である。
1物理ディスクユニットに、4個の論理ボリュームを配
置し、4対の物理ディスクユニットのペアを設けた例で
ある。図13に示すように、各物理ディスクユニット1
1−1〜11−8は、配置された論理ボリューム#0〜
#Fの組み合わせが異なる。
ィスクユニット上に配置された論理ボリュームは、対側
(Secondary) では、各々別の物理ディスクユニットに配
置されている。例えば、物理ディスクユニット11−1
に配置された論理ボリューム#0、#4、#8、#C
は、各々物理ディスクユニット11−2、11−4、1
1−6、11−8に配置されている。
ユニット上の論理ボリュームの位置(内外周)は、同一
である。
ち、1物理ディスクユニットに、3個の論理ボリューム
を配置し、4対の物理ディスクユニットのペアを設けた
例である。図14に示すように、各物理ディスクユニッ
ト11−1〜11−8は、配置された論理ボリューム#
0〜#Bの組み合わせが異なる。
ィスクユニット上に配置された論理ボリュームは、対側
(Secondary) では、各々別の物理ディスクユニットに配
置されている。例えば、物理ディスクユニット11−1
に配置された論理ボリューム#0、#4、#8は、各々
物理ディスクユニット11−2、11−4、11−6に
配置されている。
ユニット上の論理ボリュームの位置(内外周)は、同一
である。
ボリュームの配置例の一般式を説明する図である。
ト内に存在する論理ボリュームの数、nは、ミラーリン
グを構成する物理ディスクユニットのペア数である。P
(x、y)は、プライマリとなる物理ディスクx内の論
理ボリュームyの物理ディスク番号、S(x、y)は、
セガンダリとなる物理ディスクx内の論理ボリュームy
の物理ディスク番号である。
(i−j,j)となる。
(n+i−j,j)となる。
明図である。
ち、1物理ディスクユニットに、3個の論理ボリューム
を配置し、2対の物理ディスクユニットのペアを設けた
例である。図16に示すように、各物理ディスクユニッ
ト11−1〜11−4は、配置された論理ボリューム#
0〜#4の組み合わせが異なる。
ィスクユニット上に配置された論理ボリュームは、対側
(Secondary) では、各々別の物理ディスクユニットに配
置されている。更に、論理ボリューム#0、#1は、3
つ(3重度)設けられ、論理ボリューム#2、#3は、
2つ(2重度)設けられる。
ボリュームの多重度を選択することができる。
ような変形が可能である。
を2重化したミラー構成であるRAID−1で説明した
が、論理ボリュームを3重化以上したものにも、適用で
きる。
ユニットで説明したが、光ディスクユニット、光磁気デ
ィスクユニット等を用いることもできる。
が、本発明の主旨の範囲内で種々の変形が可能であり、
これらを本発明の範囲から排除するものではない。
次の効果を奏する。
置される論理ボリュームの組み合わせが異なるため、論
理ボリュームの負荷が偏っても、物理ディスクユニット
への負荷が調整される。従って、論理ボリュームの負荷
の偏りによる物理ディスクユニットの負荷の偏りを防止
できる。
置される論理ボリュームの組み合わせが異なるため、論
理ボリューム間の複写処理においても、複写処理してい
る論理ボリュームへのアクセスの競合を防止できる。
置される論理ボリュームの組み合わせが異なるため、縮
退モード時においても、負荷が全物理ディスクユニット
に分散されることになり、負荷の過度の集中を防止でき
る。
である。
図である。
ある。
である。
である。
ロー図である。
Claims (7)
- 【請求項1】 各々複数の異なる論理ボリュームを配置
するための複数の物理デイスクユニットと、前記論理ボリューム単位にアクセスするホストからのア
クセス要求を受け、前記アクセス要求で 指定された論理
ボリュームが配置された物理デイスクユニットをアクセ
スして、前記指定された論理ボリュームをアクセスする
デイスクコントローラとを有し、 複数の同一の論理ボリュームの各々を、異なる物理デイ
スクユニットに配置し、且つ前記複数の各物理デイスク
ユニットに配置された複数の論理ボリュームの組み合わ
せが、前記各物理デイスクユニットにおいて異なり、 前記デイスクコントローラは、 前記複数の論理ボリュームが配置された物理デイスクユ
ニット単位にアクセスするとともに、 前記論理ボリューム毎に、前記論理ボリュームが配置さ
れた複数の物理デイスクユニットを示すための変換テー
ブルを有し、前記アクセス要求に応じて、前記変換テー
ブルを参照して、前記指定された論理ボリュームが配置
され、且つ使用中でない物理デイスクユニットを探し、
前記探した物理デイスクユニットをアクセスして、前記
指定された論理ボリュームをアクセスする ことを特徴と
するRAID装置。 - 【請求項2】請求項1のRAID装置において、 前記デイスクコントローラは、前記物理デイスクユニッ
ト毎に、前記物理デイスクが使用中であることを示すた
めの使用テーブルを有し、 前記デイスクコントローラは、前記使用テーブルを参照
して、前記指定された論理ボリュームが配置された複数
の物理デイスクユニットの内、使用中でない物理デイス
クユニットを探すことを特徴とするRAID装置。 - 【請求項3】請求項1又は2のRAID装置において、 前記変換テーブルは、前記物理デイスクが無効であるこ
とを示す無効情報を保持し、 前記デイスクコントローラは、前記無効情報を参照し
て、無効でない物理デイスクユニットを探すことを特徴
とするRAID装置。 - 【請求項4】請求項3のRAID装置において、 前記変換テーブルは、無効である物理デイスクユニット
に対し、前記物理デイスクユニットを示す情報の代わり
に、無効情報を保持したことを特徴とするRAID装
置。 - 【請求項5】請求項1のRAID装置において、 前記各物理デイスクユニットは、前記複数の同一のボリ
ュームを同一の格納位置に配置されたことを特徴とする
RAID装置。 - 【請求項6】請求項1のRAID装置において、 前記複数の物理デイスクユニットは、前記論理ボリュー
ム毎に、異なる数の前記同一の論理ボリュームを配置さ
れ、 前記デイスクコントローラは、前記論理ボリューム毎
に、前記論理ボリュームが配置された複数の物理デイス
クユニットを示す情報と、前記配置された同一の論理ボ
リューム数を示す情報とを保持する変換テーブルを有
し、 前記デイスクコントローラは、前記変換テーブルを参照
して、前記指定された論理ボリュームが配置された物理
デイスクユニットを探す ことを特徴とするRAID装
置。 - 【請求項7】ホストから指定された論理ボリュームをア
クセスする論理ボリュームアクセス制御方法において、 前記論理ボリューム単位にアクセスするホストからのア
クセス要求を受けるステップと、 同一の論理ボリュームの各々を、異なる物理デイスクユ
ニットに配置し、且つ複数の各物理デイスクユニットに
配置された複数の論理ボリュームの組み合わせが、前記
各物理デイスクユニットにおいて異なる複数の物理デイ
スクユニットの内、前記ホストのアクセス要求で指定さ
れた論理ボリュームが配置された物理デイスクユニット
をアクセスするステップとを有し、 前記アクセスステップは、前記論理ボリューム毎に、前
記論理ボリュームが配置された複数の物理デイスクユニ
ットを示すための変換テーブルを参照して、前記指定さ
れた論理ボリュームが配置され、且つ使用中でない物理
デイスクユニットを探し、前記探した物理デイスクユニ
ットをアクセスして、前記指定された論理ボリュームを
アクセスするステップからなることを 特徴とする論理ボ
リュームのアクセス制御方法。
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