JP4405421B2

JP4405421B2 - ストレージ装置およびプログラム。

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Publication number: JP4405421B2
Application number: JP2005103109A
Authority: JP
Inventors: 邦保清水
Original assignee: Toshiba Corp; Toshiba Solutions Corp
Current assignee: Toshiba Corp; Toshiba Digital Solutions Corp
Priority date: 2005-03-31
Filing date: 2005-03-31
Publication date: 2010-01-27
Anticipated expiration: 2025-03-31
Also published as: JP2006285527A

Description

本発明は、ホスト装置からのデータを記憶するストレージ装置およびプログラムに関する。

一般に、高信頼のストレージ装置では、RAID技術を用いて冗長データをもった論理ドライブを構成することにより、物理ドライブ（磁気ディスク装置又は磁気ディスクドライブ）の耐故障性を向上させている。この場合、物理ドライブの特性上、メディアの一部の領域がアクセスできない状態（メディアエラー）が発生することがある。メディアエラーは書き込み処理が停電などにより中断した場合にデータを書ききれないままでECC不整合により発生することもあるし、あるいはディスクの磁性体面とヘッドとの接触により物理的にセクタが破損してアクセスできなくなることなどにより発生することもある。通常のRAID装置では、冗長性のあるRAID構成した論理ドライブで、物理ディスク上のメディアエラーを検出した場合、RAIDの冗長データからデータを復元することができる。

図２７は、RAID1（ミラーリング）の場合のデータ復元の説明図である。図２７に示すように、RAID1の場合は、マスタHDD１１とシャドウHDD１２とで同一のデータを格納している。このため、もしマスタHDD１１のアドレス１３でメディアエラーが発生しても、そのアドレス１３をリアサインにより代替セクタ１４に論理アドレスを割り当てたのち、シャドウHDD１２の同一アドレス１３’上のデータをマスタHDD１１の代替セクタ１４に上書きすることにより、マスタHDD１１上のメディアエラーを解消することができる。

図２８は、RAID5の場合のデータ復元の説明図である。図２８に示すように、RAID5の場合は、メディアエラーが発生したHDD１５ａのアドレス１３ａをリアサインしたのち、その他のHDD１５ｂ、１５ｃ、１５ｄの同一アドレス１３ｂ、１３ｃ、１３ｄのデータからパリティ計算（ＸＯＲ演算）によりメディアエラー発生のアドレス１３ａ上のデータを復元し、代替セクタ１４上にデータを上書きすることにより復元できる。以上のメディアエラー回復処理は、RAID構成した論理ドライブに冗長性がある場合に実施することができる。

論理ドライブに冗長性がない場合では、このようなメディアエラー回復処理を行うことができない。例えば、RAID0や、あるいは一部のHDDが障害によりアクセス不能な状態になって、縮退状態になっているRAID1やRAID5の論理ドライブなどはメディアエラー回復処理を行うことができない。

一方、縮退運転中におけるさらなるディスク障害に対してもデータ損失を防ぐことを可能とするディスクアレイ装置がある（例えば、特許文献１参照）。これは、残りのディスク装置の中から空のディスク装置を１つ以上確保し、この確保した空のディスク装置を用いて残存する有効データを再生するための新たな冗長データをさらに構築するものである。
特開２００１−２１６０９８号公報

しかし、特許文献１のものでは残りのディスク装置の中から空のディスク装置を１つ以上確保する必要があるので、空のディスク装置がない場合にはメディアエラー回復処理を行うことができない。

このため、既存のシステムでは冗長性のない状態でメディアエラーを検出すると、一部のデータが失われたとして、論理ドライブ全体をホスト装置からアクセス禁止にしていた。このような状況ではユーザからみると論理ドライブ上のデータがすべて失われてしまうことになる。

また、冗長性がある論理ドライブにおいて、ある物理ディスクで発生したメディアエラーを復元するために他の物理ディスクを読み出した際に、この読み出し処理もメディアエラーになる場合がある。この場合もどちらのメディアエラーもデータを復元することができないため、データ損失のため論理ドライブ全体がアクセス禁止となっていた。

特に、論理ドライブが縮退状態になり、故障したHDD（磁気ディスク装置又は磁気ディスクドライブ）を交換することにより、冗長性復元処理（リビルド）を行う場合は、復元先HDDのデータを再生するために、故障していないその他のHDDから全てのデータを読み出す必要があるが、この処理により故障していないその他のHDD上のメディアエラーが検出される可能性が高まる。故障していないその他のHDD上でメディアエラーを検出すると、復元中の論理ドライブではデータの冗長性が失われているため復元先HDDのデータを再生できない。そのため、復元処理を正常に完了することができず、論理ドライブごとアクセス禁止としていた。

一部のストレージ装置ではメディアエラー検出時点でリビルドを中断して、HDD上のメディアエラーを残したままで論理ドライブを縮退状態に戻すことも採用されている。この場合でも、メディアエラーが発生した領域のデータは失われた状態のままであり、かつ、リビルドの中断によりRAIDの冗長性も復元されないままとなる。

本発明の目的は、データの損失を最小限にとどめることができ、復元処理でのメディアエラー検出でメディアエラーの発生した場合でも復元処理を継続することができるストレージ装置およびプログラムを提供することである。

請求項１の発明に係わるストレージ装置は、ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みをミラーリングにより冗長性をもたせた論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置において、前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとして記録するバッドスポット管理テーブルと、
前記物理ディスク上で検出されたアクセス不能な領域を復元するために読み出すべきその他の物理ドライブの該当領域もまたアクセス不能な場合に両方のアクセス不能な領域の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに両方のアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手段と、前記両方のアクセス不能な領域に対応する二つの前記代替セクタを同一の値で上書きする手段と、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手段と、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手段とを備えたことを特徴とする。

請求項２の発明に係わるストレージ装置は、ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みをパリティによる冗長性をもたせた論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置において、前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとして記録するバッドスポット管理テーブルと、前記物理ディスク上で検出されたアクセス不能な領域を復元するために読み出すべきその他の物理ドライブの該当領域もまたアクセス不能な場合に両方のアクセス不能な領域の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに両方のアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手段と、前記両方のアクセス不能な領域に対応する前記代替セクタを任意の値で上書きしさらに上書きした領域に相当するパリティデータを再計算し更新する手段と、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手段と、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手段とを備えたことを特徴とする。

請求項３の発明に係わるストレージ装置は、ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みを冗長性をもつ論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置において、前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとして記録するバッドスポット管理テーブルと、冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害発生以外の物理ディスクでアクセス不能な領域を検出したとき障害発生の物理ディスク及び障害発生以外の物理ディスクの両方の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに障害発生以外のアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手段と、前記代替セクタを任意のデータで上書きする手段と、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手段と、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手段とを備えたことを特徴とする。

請求項４の発明に係わるストレージ装置は、請求項３の発明において、冗長性をもつ論理ドライブがパリティによる冗長性をもたせた論理ドライブである場合、アクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換え、置き換えた領域を任意のデータで上書きした後、障害ディスク上のデータとして特定の値が読めたことにして上書きした領域に相当するパリティデータを再計算し更新することを特徴とする。

請求項５の発明に係わるストレージ装置は、ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みを冗長性をもつ論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置において、前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないとき
その領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとして記録するバッドスポット管理テーブルと、冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害ディスクを交換ディスクと交換し交換ディスク上にデータを復元する処理で交換ディスク以外の物理ディスクでアクセス不能な領域を検出したとき前記交換ディスクの物理ディスク及び前記交換ディスク以外の物理ディスクの両方の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに前記交換ディスク以外の物理ディスクのアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手段と、前記代替セクタを任意のデータで上書きする手段と、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手段と、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手段とを備えたことを特徴とする。

請求項６の発明に係わるストレージ装置は、請求項５の発明において、前記物理ディスクのアクセス不能な論理アドレスと復元先の交換ディスク上の同じ論理アドレスとがバッドスポットとして登録された後においても交換ディスクの復元処理を継続することを特徴とする。

請求項７の発明に係わるストレージ装置は、請求項５または６の発明において、冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害ディスクと交換した交換ディスク上にデータを復元する手段と、前記交換ディスク以外の物理ディスクで前記代替セクタを読み出した場合にはそのデータを利用して交換ディスク上にデータ復元を行う手段とを備えたことを特徴とする。

請求項８の発明に係わるストレージ装置は、請求項５または６の発明において、冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害ディスクと交換した交換ディスク上にデータを復元する手段と、交換ディスクのバッドスポット登録領域へ復元データを書き込みする場合には該当するバッドスポット登録情報を削除しないでデータ復元を継続する手段とを備えたことを特徴とする。

請求項９の発明に係わるストレージ装置は、請求項５ないし８のいずれか一の発明において、物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出したときバッドスポットの総数が一定数以上の場合は新規にバッドスポット登録しないでアクセス不能な領域をそのまま残し、ホスト装置からのリードアクセスまたはライトアクセスで物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出した場合はホスト装置へエラーを応答することを特徴とする。

請求項１０の発明に係わるストレージ装置は、請求項９の発明において、物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出したときバッドスポットの総数が一定数以上の場合は新規にバッドスポット登録しないでアクセス不能な領域をそのまま残し、データ復元処理で物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出したときは復元処理を停止することを特徴とする。

請求項１１の発明に係わるストレージ装置は、請求項１０の発明において、前記ホスト装置からのライトアクセスによりバッドスポットが削除されることで、バッドスポットの総数が一定数を下回ったとき、復元処理の実行が可能な論理ドライブが存在する場合は復元処理を実行することを特徴とする。

請求項１２の発明に係わるプログラムは、コンピュータに、ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みをミラーリングにより冗長性をもたせた論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置の前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとしてバッドスポット管理テーブルに記録する手順、前記物理ディスク上で検出されたアクセス不能な領域を復元するために読み出すべきその他の物理ドライブの該当領域もまたアクセス不能な場合に両方のアクセス不能な領域の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに両方のアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手順、前記両方のアクセス不能な領域に対応する二つの前記代替セクタを同一の値で上書きする手順と、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手順と、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手順とを実行させるためのプログラムである。

請求項１３の発明に係わるプログラムは、コンピュータに、ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みをパリティによる冗長性をもたせた論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置において、前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとしてバッドスポット管理テーブルに記録する手順、前記物理ディスク上で検出されたアクセス不能な領域を復元するために読み出すべきその他の物理ドライブの該当領域もまたアクセス不能な場合に両方のアクセス不能な領域の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに両方のアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手順、前記両方のアクセス不能な領域に対応する前記代替セクタを任意の値で上書きしさらに上書きした領域に相当するパリティデータを再計算し更新する手順、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手順、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手順とを実行させるためのプログラムである。

請求項１４の発明に係わるプログラムは、コンピュータに、ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みを冗長性をもつ論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置の前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとしてバッドスポット管理テーブルに記録する手順、冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害発生以外の物理ディスクでアクセス不能な領域を検出したとき障害発生の物理ディスク及び障害発生以外の物理ディスクの両方の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに障害発生以外のアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手順、前記代替セクタを任意のデータで上書きする手順、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手順、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手順とを実行させるためのプログラムである。

請求項１５の発明に係わるプログラムは、コンピュータに、ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みを冗長性をもつ論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置の前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとしてバッドスポット管理テーブルに記録する手順、冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害ディスクを交換ディスクと交換し交換ディスク上にデータを復元する処理で交換ディスク以外の物理ディスクでアクセス不能な領域を検出したとき前記交換ディスクの物理ディスク及び前記交換ディスク以外の物理ディスクの両方の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに前記交換ディスク以外の物理ディスクのアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手順、前記代替セクタを任意のデータで上書きする手順、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手順、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手順とを実行させるためのプログラムである。

本発明によれば、メディアエラーの発生した領域のアドレスを管理し、そのアドレスのみをユーザからアクセス禁止にすることにして、その他のデータへのアクセスを許すので、データの損失を最小限にとどめることができる。また、復元処理でのメディアエラー検出でも、メディアエラーの発生した領域のアドレスを管理することにより、復元処理を継続することが可能になり、メディアエラー発生アドレス以外の領域については冗長性が復元される。

（第１の実施の形態）
図１は、本発明の第１の実施の形態に係わるストレージ装置の構成図である。ストレージ装置１６はホスト装置１７とSCSIやFC(Fiber Channel)などで接続され、ホスト装置１７に二次記憶領域を提供する。ストレージ装置１６は、ディスクコントローラ１８と一つ以上の物理ディスク１９ａ〜１９ｄ（磁気ディスク装置又は磁気ディスクドライブ）とから構成され、ディスクコントローラ１８は、制御プログラムを記憶したＲＯＭ２０と、データを記憶したＲＡＭ２１と、制御プログラムを演算実行する演算制御装置２２とを有し、ＲＡＭ２１にはバッドスポット管理テーブル２３が形成されている。

図１で示したストレージ装置１６は、４個の物理ディスク１９ａ〜１９ｄを有し、これらでRAIDを形成している。RAID機能はディスクコントローラ１８が各物理ディスク１９ａ〜１９ｄをまとめて論理ドライブ（LD）として構成することにより実現される。論理ドライブはホスト装置１７から見た仮想ディスクであり、一または複数の論理ドライブとすることができる。

バッドスポット管理テーブル２３は、物理ディスク１９ａ〜１９ｄ上にアクセス不能な領域が検出された場合に、そのアドレスを記憶するものである。バッドスポット管理テーブル２３はＲＡＭ２１上の領域に配置されるとともに、物理ディスク１９ａ〜１９ｄ上のRAID構成管理領域にも保存される。これはシステムシャットダウン時には、バッドスポット管理テーブル２３の内容を不揮発領域に退避する必要があるためである。すなわち、次回のリブート時には物理ディスク１９ａ〜１９ｄ上のRAID構成管理領域からバッドスポット管理情報を読み出してＲＡＭ上に復元する。

図２はバッドスポット管理テーブル２３の説明図である。バッドスポット管理テーブル２３は、論理ドライブが複数個の場合には、各論理ドライブLD0、LD1、LD2、…ごとにデータの失われた領域を一定数登録することができるように構成されている。図２では論理ドライブLD0に３個のバッドスポットが登録され、論理ドライブLD1に１個のバッドスポットが登録された場合を示している。なお、図２では表形式のバッドスポット管理テーブル２３の一例を示しているがリスト構造でもかまわない。また、バッドスポット管理テーブル２３が各物理ディスク１９ａ〜１９ｄごとにデータの失われた領域を管理するようにしてもよい。以下の説明では、論理ドライブごとに管理する場合について説明する。

ここで、冗長性のない論理ドライブでは、物理ディスク１９ａ〜１９ｄ上にアクセス不能な領域（メディアエラー）を検出しても、失われたデータを復元することができない。このため、メディアエラーが発生した領域はデータの失われた領域（バッドスポット）として管理する必要がある。

図３は、本発明の第１の実施の形態に係わる冗長性のない論理ドライブ（RAID0）として構成されたストレージ装置の概念図である。図３では論理ドライブLDが４台の物理ディスク１９ａ〜１９ｄで冗長性のない論理ドライブ（RAID0）として構成されたストレージ装置を示している。いま、冗長性のない論理ドライブLDのアドレスAに、物理ディスク１９ｂのアドレスBが割り当てられているとする。

ディスクコントローラ１８の演算制御装置２２は、物理ディスク１９ｂのアドレスBでメディアエラーの発生を検出した場合は、図４に示すように、バッドスポット管理テーブル２３に論理ドライブLDのアドレスAがバッドスポットであることを記録する。そして、物理ディスク１９ｂのアドレスBをリアサイン処理により代替セクタ１４に置き換え、代替セクタ１４上の領域を特定の値（例えば0）で上書きする。物理ディスクのメディアエラーの検出は、ホスト装置１７からの論理ドライブLDのアドレスAへのリードアクセスがあった場合等に検出される。

図５は、第１の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２での物理ディスクでメディアエラーが検出された場合の処理内容を示すフローチャートである。演算制御装置２２は物理ディスク上でメディアエラーを検出すると（Ｓ１）、バッドスポット管理テーブル２３にそのメディアエラーを発生した物理ディスクに対応する論理ドライブLDのアドレスAを登録する（Ｓ２）。そして、メディアエラーの発生した物理ディスクのアドレスBをリアサイン処理により代替セクタ１４に置き換え、代替セクタ１４上の領域を特定の値（例えば0）で上書きする（Ｓ３）。

ここで、ホスト装置１７からの論理ドライブLDのアドレスAへのリードアクセスが発生し、論理ドライブLDのアドレスAがすでにバッドスポットとしてバッドスポット管理テーブル２３に登録されている状態であるとする。

図６は第１の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２でのメディアエラーが発生した論理ドライブのアドレスにリードアクセスがあった場合の処理内容を示すフローチャートである。

演算制御装置２２は、ホスト装置１７からのリードアクセスがあると（Ｓ１）、リードアクセスのアドレスがバッドスポット管理テーブル２３に登録されたバッドスポットであるか否かの判定を行い（Ｓ２）、バッドスポットでない場合にはリードアクセスのあったアドレスのデータをホスト装置１７に送信し（Ｓ３）、正常に処理を完了する（Ｓ４）。一方、ステップＳ２の判定でバッドスポットである場合には、ホスト装置１７にメディアエラーが発生したというステータスを返す（Ｓ５）。

すなわち、ホスト装置１７がバッドスポットである論理ドライブLDのアドレスAのデータを要求した場合には、論理ドライブLDアドレスAのデータは失われていて、アドレスAがバッドスポット登録されているため、ホスト装置１７へは物理ディスク１９ｂのアドレスB上のデータを返さず、アドレスAにてメディアエラーが発生したというステータスを返すことになる。

ここで、論理ドライブLDのアドレスAがバッドスポット管理テーブル２３に登録されていない場合には、演算制御装置２２は、図５に示す処理を行った後に図６に示す処理を行う。すなわち、ホスト装置１７からアドレスAを含む領域のリードアクセスが発生した場合には、ホスト装置１７へはデータを返さず、アドレスAにメディアエラーが存在するというエラーステータスをホスト装置１７に返却する。

次に、ホスト装置１７から論理ドライブLDのアドレスAへのライトアクセスが発生したとする。図７は第１の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２でのメディアエラーが発生した論理ドライブのアドレスにライトアクセスがあった場合の処理内容を示すフローチャートである。

演算制御装置２２は、ホスト装置１７からのライトアクセスがあると（Ｓ１）、ライトアクセスのアドレスにデータを書き込みデータ更新する（Ｓ２）。そして、そのアドレスがバッドスポット管理テーブル２３に登録されたバッドスポットであるか否かの判定を行い（Ｓ３）、バッドスポットでない場合には正常に処理を完了する（Ｓ４）。一方、ステップＳ３の判定でバッドスポットである場合には、バッドスポットを削除し正常完了する（Ｓ５）。これは、図５に示した処理により、代替セクタ１４に暫定的に特定の値（例えば0）が記憶されていたものが、ホスト装置１７からのライトアクセスにより、正常なデータが書き込まれたからである。

論理ドライブLDのアドレスAがすでにバッドスポット登録されている状態で、ホスト装置１７からアドレスAを含む領域へのライトアクセスが発生した場合は、バッドスポット上の不正なデータはホスト装置１７からのライトデータにより正しいデータで上書きされ、アドレスAは正しいデータとすることができる。このため、論理ドライブLDのアドレスA（物理ディスク１９ｂのアドレスB）へのライトが完了した時点で、論理ドライブLDのアドレスAのバッドスポットをバッドスポット管理テーブル２３から削除し、ホスト装置１７へはコマンドの正常完了を応答する。

以上の説明では、冗長性のない論理ドライブ（RAID0）として構成されたストレージ装置について説明したが、RAID構成でない単独の物理ディスクを備えたストレージ装置に適用できることは言うまでもない。

第１の実施の形態によれば、メディアエラーの発生した領域のアドレスを管理し、そのアドレスのみをユーザからアクセス禁止にすることにして、その他のデータへのアクセスを許すので、データの損失を最小限にとどめることができる。また、復元処理でのメディアエラーの検出があっても、メディアエラーの発生した領域のアドレスを管理することにより復元処理を継続することが可能になる。

（第２の実施の形態）
図８は、本発明の第２の実施の形態に係わる冗長性をもつ論理ドライブ（例えばRAID1）として構成されたストレージ装置の概念図である。図８では論理ドライブLDが２台の物理ディスク１９ａ、１９ｂで冗長性をもつ論理ドライブ（RAID1）として構成されたストレージ装置を示している。

この第２の実施の形態は、図３に示した第１の実施の形態に対し、冗長性のない論理ドライブ（例えばRAID0）に代えて、冗長性をもつ論理ドライブ（例えばRAID1）に適用したものである。

冗長性のあるRAID1（ミラーリング）の論理ドライブLDでも物理ディスク１９ａ上のメディアエラーが修復できない場合がある。物理ディスク１９ａ上のメディアエラーを修復するために論理ドライブLD上の別の物理ディスク１９ｂを読み出したときに、このIOがメディアエラーとなった場合である。

図８において、ホスト装置１７からの論理ドライブLDのアドレスAへのリードアクセスが発生し、論理ドライブLDアドレスAが物理ディスク１９ａ、１９ｂのアドレスBに割り当てられていた場合を考える。物理ディスク１９ａのアドレスBでメディアエラーが発生した場合は、RAID1の冗長性を利用して、物理ディスク１９ｂのアドレスBからデータを読み出し、正常に読み出すことができれば物理ディスク１９ａのアドレスBをリアサインして物理ディスク１９ｂから読み出したデータで上書きすることにより、メディアエラーが修復できる。

しかし、物理ディスク１９ｂのアドレスBの読み出しがメディアエラーにより失敗した場合、物理ディスク１９ａ、１９ｂのアドレスBはともに読み出しできない状態となり、論理ドライブLDのアドレスAはデータが失われた状態になる。このため、バッドスポット登録が必要となる。

物理ディスク１９ａ、１９ｂのアドレスBがともにメディアエラーであることが判明すると、ディスクコントローラ１８の演算制御装置２２は、論理ドライブLDのアドレスAをバッドスポット管理テーブル２３に登録し、物理ディスク１９ａ、１９ｂ上のアドレスBをそれぞれリアサイン処理により代替セクタ１４ａ、１４ｂに割り当て任意の値で上書きする。この場合、物理ディスク１９ａ、１９ｂのアドレスBに上書きする値はRAID1のデータ整合性を保存する必要から同一の値とする。

図９は、第２の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２での物理ディスクでメディアエラーが検出された場合の処理内容を示すフローチャートである。演算制御装置２２は物理ディスク１９ａ上でメディアエラーを検出すると（Ｓ１）、冗長化された別の物理ディスク１９ｂの同じアドレスBからデータが読み出せるか否かを判定し（Ｓ２）、正常に読み出すことができたときは、メディアエラーを修復する（Ｓ３）。

一方、ステップＳ２の判定で、冗長化された双方の物理ディスク１９ａ、１９ｂからデータが読み出せない場合には、バッドスポット管理テーブル２３にその１箇所のメディアエラーを登録する（Ｓ４）。すなわち、メディアエラーが発生した双方の物理ディスクに対応する論理ドライブLDのアドレスAを登録する。そして、メディアエラーの発生した双方の物理ディスク１９ａ、１９ｂのアドレスBをリアサイン処理により代替セクタ１４ａ、１４ｂに置き換え、代替セクタ１４ａ、１４ｂ上の領域を特定の値（例えば0）で上書きする（Ｓ５）。

この後に、ホスト装置１７からのリードアクセスが論理ドライブLDのアドレスAにあった場合は、図６に示した第１の実施の形態と同様に、ホスト装置１７へはデータを返さず、アドレスAでメディアエラーが発生したエラーステータスを返す。一方、ホスト装置１７からのライトアクセスが論理ドライブLDのアドレスAにあった場合には、RAID1の特性上を考慮して、図７に示した第１の実施の形態と同様に、ホスト装置１７からのデータを物理ディスク１９ａ、１９ｂのアドレスBへ上書きしたのち、バッドスポット管理テーブル２３から論理ドライブLDのアドレスAのバッドスポット登録を削除し、ホスト装置１７へはライトアクセスの正常完了ステータスを返す。

第２の実施の形態によれば、冗長性のあるRAID1（ミラーリング）の論理ドライブLDにおいても、冗長化された双方の物理ディスクがメディアエラーである場合には、そのメディアエラーの発生した領域のアドレスを管理し、そのアドレスのみをユーザからアクセス禁止にすることにして、その他のデータへのアクセスを許す。従って、第１の実施の形態の場合と同様に、データの損失を最小限にとどめることができ、復元処理でのメディアエラーの検出があっても、メディアエラーの発生した領域のアドレスを管理することにより復元処理を継続することが可能になる。

（第３の実施の形態）
図１０は、本発明の第３の実施の形態に係わる冗長性をもつ論理ドライブ（RAID5）として構成されたストレージ装置の概念図である。この第３の実施の形態は、冗長性をもつ論理ドライブがRAID5の論理ドライブである場合、代替セクタで置き換えた二つの領域を任意の値で上書きし、さらに上書きした領域に相当するパリティデータを再計算し更新するようにしたものである。

RAID5の論理ドライブの場合は、第２の実施の形態のRAID1（ミラーリング）の場合の処理に対し、リアサイン後に上書きしたデータと対応するパリティデータの整合性を復元する処理が必要となる。そこで、第３の実施の形態では、第２の実施の形態の処理に加え、上書きした領域に相当するパリティデータを再計算し更新する処理を追加する。

図１０では、４台の物理ディスク１９ａ〜１９ｄが冗長性のある論理ドライブ（RAID5）として構成されたストレージ装置を示している。ホスト装置１７からの論理ドライブLDのアドレスAへのリードアクセスが発生し、論理ドライブLDのアドレスAが物理ディスク１９ｂのアドレスBに割り当たっていた場合を考える。

もし、物理ディスク１９ｂのアドレスBでメディアエラーが発生した場合は、RAID5の冗長性を利用して、物理ディスク１９ａ、１９ｃ、１９ｄのアドレスBを読み出し、正常に読み出すことができれば、読み出したデータのXORを計算するとともに、物理ディスク１９ｂのアドレスBを代替セクタ１４ｂにリアサインして、XOR計算結果を物理ディスク１９ｂのアドレスBに上書きすることにより、メディアエラーが修復できる。

しかし、物理ディスク１９ａ、１９ｃ、１９ｄのアドレスBの読み出しが一つでもメディアエラーにより失敗した場合は、物理ディスク１９ｂのアドレスB上のデータが復元できないため、論理ドライブLDのアドレスAはデータが失われた状態となる。このため、バッドスポット登録が必要になる。

メディアエラー回復処理において、例えば物理ディスク１９ａのアドレスBが（パリティデータではなく）ユーザデータを格納した領域であり、これが物理ディスク１９ｂのアドレスBとともにメディアエラーであることが判明すると、物理ディスク１９ｂのアドレスBに対応する論理ドライブLDのアドレスAとともに、物理ディスク１９ａのアドレスBに対応する論理ドライブLDのアドレス（アドレスCとする）もバッドスポット登録する必要がある。

そこで、ディスクコントローラ１８の演算処理装置２２は、図１１に示すように、論理ドライブLDのアドレスA、Cをバッドスポット管理テーブル２３にバッドスポット登録する。そして、その後に、物理ディスク１９ａ、１９ｂ上のアドレスBをそれぞれリアサイン処理により代替セクタ１４ａ、１４ｂに割り当て、任意の値で上書きする。その後、RAID5の場合は上書きした値でパリティの一貫性が回復するように、パリティデータも更新する必要があるので、物理ディスク１９ｄのアドレスBのパリティデータも更新する。

もし、パリティデータを合わせていない状態で、物理ディスク１９ｃに障害が発生し、物理ディスク１９ｃのアドレスB上のデータを要求するホスト装置１７からのリード要求が発生すると、通常のRAID5の縮退リード処理に従い、物理ディスク１９ａ、１９ｂ、１９ｄのアドレスBからデータを読み出すが、パリティデータが合っていないとXOR演算によって物理ディスク１９ｃのアドレスBのデータが正しく復元できなくなるためである。

メディアエラー回復処理において、物理ディスク１９ｄのアドレスBが（ユーザデータではなく）パリティデータを格納した領域であり、これが物理ディスク１９ｂのアドレスBとともにメディアエラーであることが判明すると、論理ドライブLDのアドレスAをバッドスポット登録する必要があるが、物理ディスク１９ｄのアドレスBに対応する論理ドライブLD上のアドレスは存在しないため、図１２に示すように、バッドスポット管理テーブル２３へのバッドスポット登録はアドレスAのみとなる。ただし、リアサイン処理、任意のデータによる上書き処理、パリティ再生処理は上記の場合と同様に行う必要がある。

図１３は、第３の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２での物理ディスクでメディアエラーが検出された場合の処理内容を示すフローチャートである。演算制御装置２２は物理ディスク１９ｂ上でメディアエラーを検出すると（Ｓ１）、冗長化された別の物理ディスク１９ａ、１９ｃ、１９ｄの同じアドレスBからデータが読み出せるか否かを判定し（Ｓ２）、正常に読み出すことができたときは、メディアエラーを修復する（Ｓ３）。

一方、ステップＳ２の判定で、冗長化された物理ディスク１９ａ、１９ｃ、１９ｄからデータが読み出せず物理ディスク１９ａにメディアエラーが発生している場合には、バッドスポット管理テーブル２３に、物理ディスク１９ｂのアドレスBに対応する論理ドライブLDのアドレスAに加え、物理ディスク１９ａのアドレスBに対応する論理ドライブLDのアドレスCもバッドスポット登録する（Ｓ４）。つまり、２箇所のメディアエラーを登録する。そして、メディアエラーの発生した物理ディスク１９ａ、１９ｂのアドレスBをリアサイン処理により代替セクタ１４ａ、１４ｂに置き換え、代替セクタ１４ａ、１４ｂ上の領域を特定の値（例えば0）で上書きする（Ｓ５）。その後、上書きした値でパリティの一貫性が回復するように、物理ディスク１９ｄのアドレスBのパリティデータも更新する（Ｓ６）。

この後に、ホスト装置１７からのリードアクセスが論理ドライブLDのアドレスAにあった場合は、図６に示した第１の実施の形態と同様に、ホスト装置１７へはデータを返さず、アドレスAでメディアエラーが発生したエラーステータスを返す。

一方、ホスト装置１７からのライトアクセスが論理ドライブLDのアドレスAにあった場合には、RAID5の特性上を考慮して、図７に示した第１の実施の形態と同様に、ホスト装置１７からのデータを物理ディスク１９ｂのアドレスBへ上書きし、さらに、パリティデータも更新した後に、バッドスポット管理テーブル２３から論理ドライブLDのアドレスAのバッドスポット登録を削除し、ホスト装置１７へはライトアクセスの正常完了ステータスを返す。

第３の実施の形態によれば、冗長性のあるRAID5の論理ドライブLDにおいても、冗長化された物理ディスクがメディアエラーである場合には、そのメディアエラーの発生した領域のアドレスを管理し、そのアドレスのみをユーザからアクセス禁止にすることにして、その他のデータへのアクセスを許す。従って、第２の実施の形態の場合と同様に、データの損失を最小限にとどめることができ、復元処理でのメディアエラーの検出があっても、メディアエラーの発生した領域のアドレスを管理することにより復元処理を継続することが可能になる。

（第４の実施の形態）
図１４は、本発明の第４の実施の形態に係わる冗長性をもつ論理ドライブ（RAID5）の一部の物理ディスクに障害が発生し冗長性が失われているストレージ装置の概念図である。この第４の実施の形態は、冗長性をもつ論理ドライブの一部の物理ディスクに障害が発生し冗長性が失われている状態で、障害発生以外の物理ディスクでアクセス不能な領域を検出したときは、その物理ディスクのアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換え、置き換えた領域を任意のデータで上書きし、その物理ディスクのアクセス不能な論理アドレスと障害発生した物理ディスク上の同じ論理アドレスとをバッドスポット領域として管理するようにしたものである。

冗長性のあるRAIDレベルの論理ドライブでもいくつかの物理ディスクに障害が発生することにより、冗長性が失われた縮退状態になっている場合がある。この状態でメディアエラーが発生すると、やはりメディアエラーの修復できないためバッドスポット登録とする。

図１４は４台の物理ドライブ１９ａ〜１９ｄがRAID5として構成されているが、物理ディスク１９ａの障害により、論理ドライブLDは縮退状態で運用されいている状態を示している。ホスト装置１７からの論理ドライブLDのアドレスAへのリードアクセスが発生し、論理ドライブLDのアドレスAが物理ディスク2アドレスBに割り当たっていた場合を考える。

もし、物理ディスク１９ｂのアドレスBでメディアエラーが発生した場合には、論理ドライブLDは冗長性を失っている状態であるため、このメディアエラーは修復できない。このため、論理ドライブLDのアドレスAはデータが失われた状態となり、バッドスポット登録が必要になる。

ここでバッドスポット登録が必要なアドレスは、メディアエラーを発生した物理ディスク１９ｂのアドレスBに相当する論理ドライブLD上のアドレスAと、障害ディスク１９ａ上のアドレスBに相当する論理ドライブLD上のアドレスCの２箇所である。

その理由は、物理ディスク１９ｂのアドレスBを代替セクタ１４ｂにリアサインして任意の値で上書きすると、パリティもまた更新する必要があるが、物理ディスク１９ａが障害状態のためパリティ再生のためのデータを物理ディスクから読み出すことができないので、パリティは更新されないままとなるからである。

この状態で論理ドライブLDのアドレスCへのリード要求が発生すると、物理ディスク１９ａが障害状態のため論理ドライブLDのアドレスCに相当する物理ディスク１９ａのアドレスBにアクセスできず、RAID5の冗長機能を利用して物理ディスク１９ｂ、１９ｃ、１９ｄからアドレスBの値を読み出してXOR演算により物理ディスク１９ａのアドレスBの値を復元してもバッドスポット登録時の上書き処理でパリティを合わせていないため正しいデータが復元できない。つまり、物理ディスク１９ｂのアドレスBのデータが失われることによって、障害状態の物理ディスク１９ａのアドレスBのデータも失われていたことになる。従って、物理ディスク１９ａのアドレスBに相当する論理ドライブLDのアドレスCもまたバッドスポット登録しておく必要がある。

論理ドライブLDのアドレスAとともにアドレスCもバッドスポット登録することにより、物理ディスク１９ｂのアドレスBをリアサインして代替セクタに置き換えた後、任意のデータで上書きすることで処理を終了することができる。冗長データ（パリティ）を合わせる必要はない。

図１５は、第４の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２での縮退ディスク（障害ディスク）がある状態で障害発生以外の物理ディスクでメディアエラーが検出された場合の処理内容を示すフローチャートである。演算制御装置２２は物理ディスク１９ｂ上でメディアエラーを検出すると（Ｓ１）、メディアエラーを発生した物理ディスク１９ｂのアドレスBに相当する論理ドライブLD上のアドレスAと、縮退している物理ディスク（障害ディスク）１９ａ上のアドレスBに相当する論理ドライブLD上のアドレスCの２箇所をバッドスポット管理テーブル２３に登録する（Ｓ２）。そして、その物理ディスク１９ｂのアクセス不能な領域をリアサインし代替セクタ１４ｂで置き換え、置き換えた領域を任意のデータで上書きする（Ｓ３）。

以上の説明では、冗長性をもつ論理ドライブ（RAID5）の一部の物理ディスクに障害が発生している場合について説明したが、RAID1の論理ドライブの一方の物理ディスクが障害ディスクとなって縮退状態になっている場合にも同様に適用できる。

なお、縮退状態のRAID1の場合は、メディアエラーが発生した物理ディスク上のアドレスと障害ディスク上の同一アドレスとは、論理ドライブLD上で同じアドレスに割り当たっているはずなので、バッドスポット登録するアドレスは一つでよい。さらに、リアサイン処理および任意データの上書き処理もメディアエラーが発生したアドレスのみでよい。障害ディスクの交換後に、交換ディスク上のアドレスBに復元されるデータは物理ディスク１９ｂのアドレスBに上書きされたデータと同じデータとなる。

第４の実施の形態によれば、冗長性のある論理ドライブLDの一部の物理ディスクに障害が発生し冗長性が失われ縮退状態になっている場合においても、物理ディスクがメディアエラーである場合には、そのメディアエラーの発生した領域のアドレスを管理し、そのアドレスのみをユーザからアクセス禁止にすることにして、その他のデータへのアクセスを許す。従って、データの損失を最小限にとどめることができる。

（第５の実施の形態）
図１６は、本発明の第５の実施の形態に係わる冗長性をもつ論理ドライブ（RAID5）の一部の物理ディスクに障害が発生し冗長性が失われているストレージ装置の概念図である。この第５の実施の形態は、図１４に示した第４の実施の形態に対し、冗長性をもつ論理ドライブがRAID5の論理ドライブである場合、アクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換え、置き換えた領域を任意のデータで上書きした後、障害ディスク上のデータとして特定の値が読めたことにして該当領域に対応するパリティデータを再生するようにしたものである。

第４の実施の形態では、RAID5の論理ドライブLDの場合でもパリティ再生を行わなかった。これは、以下の理由による。障害ディスクが交換され復元処理が行われたときに、交換ディスク上のアドレスBのデータはメディアエラーによりリアサインされたその他の物理ディスクのアドレスBに上書きされた任意のデータを基に復元され不定の値となるが、交換ディスク上のアドレスBはバッドスポット登録されることにより、ホスト装置１７からのアクセスを防いでいる。そのため、パリティを再生する必要はない。

しかし、第５の実施の形態では、図１６に示すように、障害ディスク１９ａから既定のデータ（例えば0）が読めるものとして、物理ディスク１９ｄにパリティデータを再生する。図１６では、障害ディスク１９ａからデータは読めないが既定のデータ（例えば0）を読むことを点線で示している。

図１７は第５の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２での縮退している物理ディスク（障害ディスク）でメディアエラーが検出された場合の処理内容を示すフローチャートである。演算制御装置２２は物理ディスク１９ｂ上でメディアエラーを検出すると（Ｓ１）、メディアエラーを発生した物理ディスク１９ｂのアドレスBに相当する論理ドライブLD上のアドレスAと、縮退している物理ディスク（障害ディスク）１９ａ上のアドレスBに相当する論理ドライブLD上のアドレスCの２箇所をバッドスポット管理テーブル２３に登録する（Ｓ２）。そして、その物理ディスク１９ｂのアクセス不能な領域をリアサインし代替セクタ１４ｂで置き換え、置き換えた領域を任意のデータで上書きする（Ｓ３）。その後に、障害ディスク１９ａから既定のデータ（例えば0）が読めるものとして、物理ディスク１９ｄにパリティデータを再生する（Ｓ４）。

第５の実施の形態によれば、第４の実施の形態の効果に加え、障害ディスク１９ａから既定のデータ（例えば0）が読めるものとして、物理ディスク１９ｄにパリティデータを再生するので、交換ディスクが接続されたときにパリティデータの再生が容易に行える。

（第６の実施の形態）
図１８は、本発明の第６の実施の形態に係わる冗長性をもつ論理ドライブ（RAID5）の障害ディスクを交換ディスクに交換しデータ復元する場合のストレージ装置の概念図である。この第６の実施の形態は、冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害ディスクを交換ディスクと交換し、交換ディスク上にデータを復元する処理で交換ディスク以外の物理ディスクでアクセス不能な領域を検出したとき、その物理ディスクのアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換え、代替セクタで置き換えた領域を任意のデータで上書きし、その物理ディスクのアクセス不能な論理アドレスと復元先の交換ディスク上の同じ論理アドレスとをバッドスポットとして管理するようにしたものである。

冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われ、縮退状態の論理ドライブLDで障害ディスクが交換されることにより、交換ディスク上にデータ復元を行う処理で、交換ディスク以外の正常な物理ディスク上にメディアエラーを検出した場合は、縮退状態でのホスト装置１７のリードでメディアエラーを検出した場合と同様の処理となる。

図１８は4台の物理ドライブ１９ａ〜１９ｄがRAID5として構成されているが、物理ディスク１９ａの障害により論理ドライブLDは縮退状態となり、その後、障害ディスク１９ａが交換され、交換ディスク上にデータを復元している状態を示している。ここで復元処理で物理ディスク１９ｂ上のアドレスBにメディアエラーを検出した場合を考える。

物理ディスク１９ｂのアドレスBは復元処理中の領域であるため、まだデータの冗長性は確立されていない。従って、このメディアエラーは復元することができないためバッドスポット登録が必要になる。ここで、バッドスポット登録が必要なアドレスは、縮退状態のバッドスポット登録と同じ理由で、メディアエラーを発生した物理ディスク１９ｂのアドレスBに相当する論理ドライブLD上のアドレスAと、障害ディスク１９ａ上のアドレスBに相当する論理ドライブ上のアドレスCの2箇所である。

論理ドライブLDのアドレスAとともにアドレス Cもバッドスポット登録することにより、物理ディスク１９ｂのアドレスBをリアサインして代替セクタ１４ｂに置き換えた後、任意のデータで上書きする。これにより、物理ディスク１９ｂのアドレスBのメディアエラーは解消される。

そして、その後においても、データ復元処理を継続する。これにより、交換ディスク上のアドレスBには不定のデータが復元されることになるが、交換ディスク上のアドレスBに相当する論理ドライブLDのアドレスCもまたバッドスポット登録されているため、ホスト装置１７からのアクセスは抑制することができる。

図１９は、第６の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２での復元処理中に障害発生以外の物理ディスクでメディアエラーが検出された場合の処理内容を示すフローチャートである。演算制御装置２２は復元処理中に物理ディスク１９ｂ上でメディアエラーを検出すると（Ｓ１）、メディアエラーを発生した物理ディスク１９ｂのアドレスBに相当する論理ドライブLD上のアドレスAと、交換ディスク１９ａ上のアドレスBに相当する論理ドライブLD上のアドレスCの２箇所をバッドスポット管理テーブル２３に登録する（Ｓ２）。そして、その物理ディスク１９ｂのアクセス不能な領域をリアサインし代替セクタ１４ｂで置き換え、置き換えた領域を任意のデータで上書きする（Ｓ３）。

以上の説明では、冗長性をもつ論理ドライブ（RAID5）の一部の物理ディスクに障害が発生し交換ディスクに復元処理を行う場合について説明したが、RAID1の論理ドライブの一方の物理ディスクが障害ディスクとなって交換ディスクに復元処理を行う場合にも同様に適用できる。

なお、RAID1の場合は、メディアエラーが発生した物理ディスク上のアドレスと障害ディスク上の同一アドレスとは論理ドライブLD上で同じアドレスに割り当たっているはずなので、バッドスポット登録するアドレスは一つでよい。さらに、リアサイン処理および任意データの上書き処理もメディアエラーが発生したアドレスのみでよい。交換ディスク上のアドレスBに復元されるデータは物理ディスク１９ｂのアドレスBに上書きされたデータとなる。

第６の実施の形態によれば、冗長性のある論理ドライブLDの一部の物理ディスクに障害が発生し冗長性が失われ縮退状態になっており、交換ディスクにデータ復元処理する場合において、交換ディスク以外の物理ディスクがメディアエラーである場合には、そのメディアエラーの発生した領域のアドレスを管理し、そのアドレスのみをユーザからアクセス禁止にすることにして、その他のデータへのアクセスを許す。従って、データの損失を最小限にとどめることができる。また、物理ディスクのアクセス不能な論理アドレスと復元先の交換ディスク上の同じ論理アドレスとがバッドスポットとして登録された後においても交換ディスクの復元処理を継続するので、復元処理を継続して行うことができる。

（第７の実施の形態）
図２０は、本発明の第７の実施の形態に係わる冗長性をもつ論理ドライブの障害ディスクを交換ディスクに交換しデータ復元する場合のストレージ装置の概念図である。この第７の実施の形態は、障害ディスクと交換した交換ディスク上にデータを復元する際に、交換ディスク以外の物理ディスクでバッドスポット登録領域を読み出した場合にはそのデータを利用して交換ディスク上にデータ復元を行い、交換ディスクのバッドスポット登録領域へ復元データを書き込みする場合には該当するバッドスポット登録情報を削除しないでデータ復元を継続するようにしたものである。

縮退状態の論理ドライブLDで障害ディスクが交換されることにより、交換ディスク上にデータ復元を行う処理で、交換ディスク以外の正常な物理ディスク上のバッドスポット登録された領域を読み出す場合は、読み出したデータをそのまま復元処理のためのデータとして使用して復元処理を継続する。同様に、交換ディスク上のバッドスポット登録領域にデータを復元するためにライトした場合も、バッドスポットを削除しないまま復元処理を継続する。

図２０は２台の物理ディスク１９ａ、１９ｂから構成されるRAID1の論理ドライブLD上で、障害ディスクを交換して交換ディスク１９ａ上のデータを復元している状態を示す。

正常ディスク１９ｂおよび交換ディスク１９ａのアドレスBに相当する論理ドライブLDのアドレスAがバッドスポット登録されている状態で、復元のために正常ディスク１９ｂからアドレスBを読み出した場合、対応する論理ドライブLDのアドレスAがバッドスポット登録されていたとする。この場合であっても、通常どおり正常ディスク１９ｂのアドレスBから交換ディスク１９ａのアドレスBにデータをコピーする。このときバッドスポット登録領域として特別な処理を行わない。

同様に交換ディスク１９ａ上のアドレスBに相当する論理ドライブLDのアドレスAもまたバッドスポット登録されているが、この領域へ復元データを書き込むことによってもバッドスポット登録状態を変化させない。そのまま復元処理を継続する。

図２１は、第７の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２でのデータ復元処理の処理内容を示すフローチャートである。障害ディスクが交換ディスクに交換されデータ復元処理が開始されると（Ｓ１）、復元データを正常ディスク１９ｂから読み出して生成する（Ｓ２）。その際、読み出しもとがバッドスポットであってもそのまま読み出し復元データとする。そして、交換ディスクに書き込む際には書き込み先がバッドスポットであっても、バッドスポット登録状態を削除しないで、そのまま書き込む（Ｓ３）。復元されたデータが不正なデータである場合もあり得るが、バッドスポット登録時点でこのデータ領域もバッドスポットとして登録されているはずなので、復元処理でバッドスポットの削除を行わない。

第７の実施の形態によれば、障害ディスクと交換した交換ディスク上にデータを復元する際に、交換ディスク以外の物理ディスクでバッドスポット登録領域を読み出した場合にはそのデータを利用して交換ディスク上にデータ復元を行い、交換ディスクのバッドスポット登録領域へ復元データを書き込みする場合には該当するバッドスポット登録情報を削除しないでデータ復元を継続するので、データの復元が容易に行える。そして、バッドスポットである場合には、そのバッドスポットのアドレスをそのままにしているので、そのアドレスのみをユーザからアクセス禁止にすることができ、その他のデータへのアクセスを許すので、データの損失を最小限にとどめることができる。

（第８の実施の形態）
図２２は、本発明の第８の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２での処理内容を示すフローチャートである。この第８の実施の形態は、物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出したとき、バッドスポットの総数が一定数以上の場合は、新規にバッドスポット登録しないでアクセス不能な領域をそのまま残すようにしたものである。

図２２において、ホスト装置１７が物理ディスク１９上でメディアエラーを検出すると（Ｓ１）、冗長データがあるか否かを判定し（Ｓ２）、冗長データがある場合にはその冗長データに基づいてメディアエラーの修復を行う（Ｓ３）。そして、ホスト装置１７へデータを転送し正常終了の応答を返答する（Ｓ４）。一方、ステップＳ２の判定で冗長データがない場合には、バッドスポットの総数が一定数以上であるか否かを判定し（Ｓ５）、バッドスポットの総数が一定数未満であるときは、バッドスポット管理テーブル２３にそのバッドスポットを登録する（Ｓ６）。そして、メディアエラーの発生した物理ディスクのアドレスBをリアサイン処理により代替セクタ１４に置き換え、代替セクタ１４上の領域を特定の値（例えば0）で上書きする（Ｓ７）。一方、ステップＳ５の判定で、バッドスポットの総数が一定数以上であるときは、ホスト装置１７にメディアエラーの応答をする（Ｓ８）。

このように、バッドスポット登録数が一定数以上となった状態で、ホスト装置からのリードアクセスまたはライトアクセスにより物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出した場合は、ホスト装置へはメディアエラーを応答するのみである。すなわち、ホスト装置１７がメディアエラーを検出し、RAID構成による冗長性によってメディアエラーの復元ができない場合は、ホスト装置１７にメディアエラーを返すのみで、バッドスポット登録およびリアサイン、データの上書きは行わない。

これは、特に品質の悪い物理ディスクではまとまってメディアエラーが発生する可能性が高く、メディアエラーが極端に多い物理ディスクはバッドスポット登録により運用を継続するよりも保守により早急に交換されることが望ましいからである。

第８の実施の形態によれば、特に品質の悪い物理ディスクに対してメディアエラーによる無駄な処理を軽減でき早期の交換が可能となる。

（第９の実施の形態）
図２３は、本発明の第９の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２でのバッドスポットの総数が一定数以上の場合に復元処理を停止する処理内容を示すフローチャートである。すなわち、この第９の実施の形態は、物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出したときバッドスポットの総数が一定数以上の場合は、新規にバッドスポット登録しないでアクセス不能な領域をそのまま残すとともに、データ復元処理中であるときは復元処理を停止するようにしたものである。

図２３において、バッドスポットの総数が一定数以上になりバッドスポットオーバとなったときは（Ｓ１）、データ復元中かどうかを判断し（Ｓ２）、データ復元中でないときは処理を終了し、データ復元中であるときは復元処理を停止する（Ｓ３）。

このように、論理ドライブに対する復元処理を実施している途中で、バッドスポットの登録数が規定値を超えた場合は復元処理を停止する。これは、復元処理は物理ディスクの全面リードを伴うため、メディアエラーを検出し易く、第８の実施の形態の場合と同様の理由で、品質の悪い物理ディスクはまとまってメディアエラーが発生する可能性が高いからである。このため、バッドスポットが既定数を超えるような論理ドライブはそれ以上の復元処理を行わず復元を中止する。

一方、ホスト装置１７からライトアクセスがあり正常にデータが書き込めた場合には、バッドスポット登録は削除されるので、バッドスポットの総数が一定値未満となったときは復元処理を再開する。

図２４は、本発明の第９の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２でのバッドスポットの総数が一定数未満となった場合に復元処理を開始する処理内容を示すフローチャートである。ホスト装置１７からのライトアクセスによりバッドスポットが削除されると（Ｓ１）、バッドスポットの総数が一定数を下回ったか否かを判定し、バッドスポットの総数が一定数を下回っていないときは処理を終了する（Ｓ２）。一方、バッドスポットの総数が一定数を下回ったときは復元処理が実行可能かどうかを判断し（Ｓ３）、復元処理が実行可能であるときは復元処理を開始する（Ｓ４）。

このように、復元処理の停止後であってもホスト装置１７のライトアクセスなどによりバッドスポット数が規定数を下回った場合は、再度復元処理を再開する。これにより、特定の物理ディスクが環境変化などによりメディアエラーの発生頻度が小さくなった場合には、正常なディスクとして復元処理を再開し完了させることができる。

第９の実施の形態によれば、品質の悪い物理ディスクに対してメディアエラーによる無駄なデータ復元処理を行うことを防止でき、メディアエラーの発生頻度が小さくなった場合には、正常なディスクとして復元処理を再開できる。

（第１０の実施の形態）
図２５は、本発明の第１０の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２でのデータバックアップの処理内容を示すフローチャートである。

バッドスポットの発生した論理ドライブLDで、バッドスポットにより一部のデータが失われたファイルからバッドスポットを解消するために以下のような手順を採用する。すなわち、図２５において、現在アクセス可能なファイルをすべてバックアップする（Ｓ１）。そして、バックアップに失敗したファイルがあるかどうかを判定する（Ｓ２）。これは、バッドスポットが割り当てられているファイルはバックアップソフトで入出力エラーとして検出されることにより判別する。バックアップに失敗したファイルがない場合は処理を終了し、一方、バックアップに失敗したファイルがある場合には、最新のバックアップデータからバックアップに失敗したファイルを復元する（Ｓ３）。

一方、論理ドライブからすべてのバッドスポットを削除するためには、以下の手順を採用する。図２６に示すように、現在アクセス可能なファイルをすべてバックアップする（Ｓ１）。このとき、バッドスポットが割り当てられているファイルはバックアップソフトで入出力エラーとして検出される。

次に、バッドスポットによってデータが失われているファイル以外のバックアップが完了したら、論理ドライブをシステムから一旦削除するとともに、論理ドライブを構成する物理ディスクを交換して論理ドライブを再構築する（Ｓ２）。そして、ファイルシステムとしてフォーマットしたのち、正しくバックアップのとれたファイルをこの論理ドライブ上に復元する（Ｓ３）。バックアップソフトで入出力エラーが検出されバックアップに失敗したファイルがあるかどうかを判定し（Ｓ４）。バックアップに失敗したファイルがない場合は処理を終了し、一方、バックアップに失敗したファイルがある場合には、最新のバックアップデータからバックアップに失敗したファイルを復元する（Ｓ５）。

図２５および図２６のいずれの復元処理でも、バッドスポットを含むファイルは最新の状態に復元することはできないが、最新の正しくバックアップできた時点の状態に戻すことができる。

第１０の実施の形態によれば、バッドスポットによってデータが失われていることが特定されたファイルを正しくバックアップされた最新のファイルから復元するので、すべての有効なデータからバッドスポットを解消することができる。すなわち、一部のデータが失われることによって論理ドライブをアクセス禁止するのではなく、バッドスポット管理を導入することにより、バッドスポットを含むファイル以外は最新の状態で復元することが可能となる。

なお、上述した各実施の形態において記載した手法は、コンピュータに実行させることのできるプログラムとして、記憶媒体に記憶し各装置に応用したり、通信媒体により伝送して各種装置に適用することも可能である。

本発明における記憶媒体としては、磁気ディスク、フレキシブルディスク、光ディスク（ＣＤ−ＲＯＭ、ＣＤ−Ｒ、ＤＶＤなど）、光磁気ディスク（ＭＯなど）、半導体メモリなど、プログラムを記憶でき、かつコンピュータが読み取り可能な記憶媒体であれば、その記憶形式はいずれの形態であっても良い。また、ここで記憶媒体とは、コンピュータと独立した媒体に限らず、ＬＡＮやインターネットなどにより伝送されたプログラムをダウンロードして記憶または一時記憶した記憶媒体も含まれる。

本発明の第１の実施の形態に係わるストレージ装置の構成図。本発明の第１の実施の形態におけるバッドスポット管理テーブルの説明図。本発明の第１の実施の形態に係わる冗長性のない論理ドライブ（RAID0）として構成されたストレージ装置の概念図。本発明の第１の実施の形態におけるバッドスポット管理テーブルに登録されたバッドスポットの説明図。本発明の第１の実施の形態におけるディスクコントローラの演算制御装置での物理ディスクでメディアエラーが検出された場合の処理内容を示すフローチャート。本発明の第１の実施の形態におけるディスクコントローラの演算制御装置でのメディアエラーが発生した論理ドライブのアドレスにリードアクセスがあった場合の処理内容を示すフローチャート。本発明の第１の実施の形態におけるディスクコントローラの演算制御装置でのメディアエラーが発生した論理ドライブのアドレスにライトアクセスがあった場合の処理内容を示すフローチャート。本発明の第２の実施の形態に係わる冗長性をもつ論理ドライブ（RAID1）として構成されたストレージ装置の概念図。本発明の第２の実施の形態におけるディスクコントローラの演算制御装置での物理ディスクでメディアエラーが検出された場合の処理内容を示すフローチャート。本発明の第３の実施の形態に係わる冗長性をもつ論理ドライブ（RAID5）として構成されたストレージ装置の概念図。本発明の第３の実施の形態におけるバッドスポット管理テーブルに登録された２箇所のバッドスポットの説明図。本発明の第１の実施の形態におけるバッドスポット管理テーブルに登録された１箇所のバッドスポットの説明図。本発明の第３の実施の形態におけるディスクコントローラの演算制御装置での物理ディスクでメディアエラーが検出された場合の処理内容を示すフローチャート。本発明の第４の実施の形態に係わる冗長性をもつ論理ドライブ（RAID5）の一部の物理ディスクに障害が発生し冗長性が失われているストレージ装置の概念図。本発明の第４の実施の形態におけるディスクコントローラの演算制御装置での縮退ディスク（障害ディスク）がある状態で障害発生以外の物理ディスクでメディアエラーが検出された場合の処理内容を示すフローチャート。本発明の第５の実施の形態に係わる冗長性をもつ論理ドライブ（RAID5）の一部の物理ディスクに障害が発生し冗長性が失われているストレージ装置の概念図。本発明の第５の実施の形態におけるディスクコントローラの演算制御装置での縮退している物理ディスク（障害ディスク）でメディアエラーが検出された場合の処理内容を示すフローチャート。本発明の第６の実施の形態に係わる冗長性をもつ論理ドライブ（RAID5）の障害ディスクを交換ディスクに交換しデータ復元する場合のストレージ装置の概念図。本発明の第６の実施の形態におけるディスクコントローラの演算制御装置での復元処理中に障害発生以外の物理ディスクでメディアエラーが検出された場合の処理内容を示すフローチャート。本発明の第７の実施の形態に係わる冗長性をもつ論理ドライブの障害ディスクを交換ディスクに交換しデータ復元する場合のストレージ装置の概念図。本発明の第７の実施の形態におけるディスクコントローラの演算制御装置でのデータ復元処理の処理内容を示すフローチャート。本発明の第８の実施の形態におけるディスクコントローラの演算制御装置での処理内容を示すフローチャート。本発明の第９の実施の形態におけるディスクコントローラの演算制御装置でのバッドスポットの総数が一定数以上の場合に復元処理を停止する処理内容を示すフローチャート。本発明の第９の実施の形態におけるディスクコントローラの演算制御装置でのバッドスポットの総数が一定数未満となった場合に復元処理を開始する処理内容を示すフローチャート。本発明の第１０の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２でのデータバックアップの処理内容の一例を示すフローチャート。本発明の第１０の実施の形態におけるディスクコントローラ１８の演算制御装置２２でのデータバックアップの処理内容の他の一例を示すフローチャート。従来のRAID1（ミラーリング）の場合のデータ復元の説明図。従来のRAID5の場合のデータ復元の説明図。

符号の説明

１１…マスタHDD、１２…シャドウHDD、１３…アドレス、１４…代替セクタ、１５…HDD、１６…ストレージ装置、１７…ホスト装置、１８…ディスクコントローラ、１９…物理ディスク、２０…ＲＯＭ、２１…ＲＡＭ、２２…演算制御装置、２３…バッドスポット管理テーブル

Claims

ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みをミラーリングにより冗長性をもたせた論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置において、前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとして記録するバッドスポット管理テーブルと、前記物理ディスク上で検出されたアクセス不能な領域を復元するために読み出すべきその他の物理ドライブの該当領域もまたアクセス不能な場合に両方のアクセス不能な領域の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに両方のアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手段と、前記両方のアクセス不能な領域に対応する二つの前記代替セクタを同一の値で上書きする手段と、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手段と、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手段とを備えたことを特徴とするストレージ装置。
ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みをパリティによる冗長性をもたせた論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置において、前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとして記録するバッドスポット管理テーブルと、前記物理ディスク上で検出されたアクセス不能な領域を復元するために読み出すべきその他の物理ドライブの該当領域もまたアクセス不能な場合に両方のアクセス不能な領域の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに両方のアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手段と、前記両方のアクセス不能な領域に対応する前記代替セクタを任意の値で上書きしさらに上書きした領域に相当するパリティデータを再計算し更新する手段と、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手段と、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手段とを備えたことを特徴とするストレージ装置。
ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みを冗長性をもつ論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置において、前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとして記録するバッドスポット管理テーブルと、冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害発生以外の物理ディスクでアクセス不能な領域を検出したとき障害発生の物理ディスク及び障害発生以外の物理ディスクの両方の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに障害発生以外のアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手段と、前記代替セクタを任意のデータで上書きする手段と、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手段と、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手段とを備えたことを特徴とするストレージ装置。
冗長性をもつ論理ドライブがパリティによる冗長性をもたせた論理ドライブである場合、アクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換え、置き換えた領域を任意のデータで上書きした後、障害ディスク上のデータとして特定の値が読めたことにして上書きした領域に相当するパリティデータを再計算し更新することを特徴とする請求項３記載のストレージ装置。
ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みを冗長性をもつ論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置において、前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとして記録するバッドスポット管理テーブルと、冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害ディスクを交換ディスクと交換し交換ディスク上にデータを復元する処理で交換ディスク以外の物理ディスクでアクセス不能な領域を検出したとき前記交換ディスクの物理ディスク及び前記交換ディスク以外の物理ディスクの両方の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに前記交換ディスク以外の物理ディスクのアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手段と、前記代替セクタを任意のデータで上書きする手段と、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手段と、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手段とを備えたことを特徴とするストレージ装置。
前記物理ディスクのアクセス不能な論理アドレスと復元先の交換ディスク上の同じ論理アドレスとがバッドスポットとして登録された後においても交換ディスクの復元処理を継続することを特徴とする請求項５記載のストレージ装置。
冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害ディスクと交換した交換ディスク上にデータを復元する手段と、前記交換ディスク以外の物理ディスクで前記代替セクタを読み出した場合にはそのデータを利用して交換ディスク上にデータ復元を行う手段とを備えたことを特徴とする請求項５または６記載のストレージ装置。
冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害ディスクと交換した交換ディスク上にデータを復元する手段と、交換ディスクのバッドスポット登録領域へ復元データを書き込みする場合には該当するバッドスポット登録情報を削除しないでデータ復元を継続する手段とを備えたことを特徴とする請求項５または６記載のストレージ装置。
物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出したときバッドスポットの総数が一定数以上の場合は新規にバッドスポット登録しないでアクセス不能な領域をそのまま残し、ホスト装置からのリードアクセスまたはライトアクセスで物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出した場合はホスト装置へエラーを応答することを特徴とする請求項５ないし８のいずれか一記載のストレージ装置。
物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出したときバッドスポットの総数が一定数以上の場合は新規にバッドスポット登録しないでアクセス不能な領域をそのまま残し、データ復元処理で物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出したときは復元処理を停止することを特徴とする請求項９記載のストレージ装置。
前記ホスト装置からのライトアクセスによりバッドスポットが削除されることで、バッドスポットの総数が一定数を下回ったとき、復元処理の実行が可能な論理ドライブが存在する場合は復元処理を実行することを特徴とする請求項１０記載のストレージ装置。
コンピュータに、ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みをミラーリングにより冗長性をもたせた論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置の前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとしてバッドスポット管理テーブルに記録する手順、前記物理ディスク上で検出されたアクセス不能な領域を復元するために読み出すべきその他の物理ドライブの該当領域もまたアクセス不能な場合に両方のアクセス不能な領域の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに両方のアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手順、前記両方のアクセス不能な領域に対応する二つの前記代替セクタを同一の値で上書きする手順と、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手順と、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手順とを実行させるためのプログラム。
コンピュータに、ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みをパリティによる冗長性をもたせた論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置において、前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとしてバッドスポット管理テーブルに記録する手順、前記物理ディスク上で検出されたアクセス不能な領域を復元するために読み出すべきその他の物理ドライブの該当領域もまたアクセス不能な場合に両方のアクセス不能な領域の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに両方のアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手順、前記両方のアクセス不能な領域に対応する前記代替セクタを任意の値で上書きしさらに上書きした領域に相当するパリティデータを再計算し更新する手順、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手順、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手順とを実行させるためのプログラム。
コンピュータに、ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みを冗長性をもつ論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置の前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとしてバッドスポット管理テーブルに記録する手順、冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害発生以外の物理ディスクでアクセス不能な領域を検出したとき障害発生の物理ディスク及び障害発生以外の物理ディスクの両方の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに障害発生以外のアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手順、前記代替セクタを任意のデータで上書きする手順、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手順、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手順とを実行させるためのプログラム。
コンピュータに、ホスト装置からのアクセスに応じてデータの読み出しまたは書き込みを冗長性をもつ論理ドライブを介して物理ディスクに対して行うストレージ装置の前記物理ディスク上にアクセス不能な領域を検出し前記冗長性を利用してデータを復元できないときその領域に対応する論理アドレスをバッドスポットとしてバッドスポット管理テーブルに記録する手順、冗長データをもつ物理ディスクの一部に障害が発生し冗長性が失われている状態で障害ディスクを交換ディスクと交換し交換ディスク上にデータを復元する処理で交換ディスク以外の物理ディスクでアクセス不能な領域を検出したとき前記交換ディスクの物理ディスク及び前記交換ディスク以外の物理ディスクの両方の論理アドレスをバッドスポットとして前記バッドスポット管理テーブルに記録するとともに前記交換ディスク以外の物理ディスクのアクセス不能な領域の論理アドレスを代替セクタで置き換える手順、前記代替セクタを任意のデータで上書きする手順、前記バッドスポットの論理アドレスに対して前記ホスト装置から読み出し要求があったときは前記ホスト装置にエラーを応答する手順、前記ホスト装置からの書き込み要求により前記バッドスポットの論理アドレスにデータの書き込みがあったときは前記バッドスポット管理テーブルから当該バッドスポットを削除する手順とを実行させるためのプログラム。