JPH05127839A - エラーの発生したデイスクドライブを含む複数のデイスクドライブの冗長アレイ内でデータを再生する方法および装置 - Google Patents
エラーの発生したデイスクドライブを含む複数のデイスクドライブの冗長アレイ内でデータを再生する方法および装置Info
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- JPH05127839A JPH05127839A JP4114910A JP11491092A JPH05127839A JP H05127839 A JPH05127839 A JP H05127839A JP 4114910 A JP4114910 A JP 4114910A JP 11491092 A JP11491092 A JP 11491092A JP H05127839 A JPH05127839 A JP H05127839A
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- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 複数のディスクドライブから成るアレイにお
いて、障害の発生後、データを再生して、フォールト・
トレラント状態を回復する。 【構成】 アレイの動作状態をモニタし（４５，５０，
５５）、データの再生が必要となるときには（４６，５
１，５６）、そのときのアレイの動作状態に応じて、３
つの再生方法のうちの１つを選択して、データを再生す
る。可変速度再生方法（４７）では、アレイのＩ／Ｏ
（アクセス）動作とインタリーブして再生動作を行うの
に対して、アイドル時間再生方法（５２）では、アレイ
のアイドル時間を利用して再生動作を行う。また、日和
見的再生方法（５７）では、アクセス中のトラックにお
けるエラーの検出毎に再生動作を行う。
いて、障害の発生後、データを再生して、フォールト・
トレラント状態を回復する。 【構成】 アレイの動作状態をモニタし（４５，５０，
５５）、データの再生が必要となるときには（４６，５
１，５６）、そのときのアレイの動作状態に応じて、３
つの再生方法のうちの１つを選択して、データを再生す
る。可変速度再生方法（４７）では、アレイのＩ／Ｏ
（アクセス）動作とインタリーブして再生動作を行うの
に対して、アイドル時間再生方法（５２）では、アレイ
のアイドル時間を利用して再生動作を行う。また、日和
見的再生方法（５７）では、アクセス中のトラックにお
けるエラーの検出毎に再生動作を行う。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ディスクドライブの冗
長アレイに関し、特に、冗長度の低下を起こすエラーの
影響を受けたトラックのデータをスペアトラックまたは
ディスク内に再生することによる、低下した冗長度から
の回復に関する。
長アレイに関し、特に、冗長度の低下を起こすエラーの
影響を受けたトラックのデータをスペアトラックまたは
ディスク内に再生することによる、低下した冗長度から
の回復に関する。
【０００２】
【従来の技術】Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ他による文献“Ａ
ＣＡＳＥ ＦＯＲ ＲＥＤＵＮＤＡＮＴ ＡＲＲＡＹＳ
ＯＦ ＩＮＥＸＰＥＮＳＩＶＥ ＤＩＳＫＳ （ＲＡ
ＩＤ）”， ＡＣＭ １９８８， Ｍａｒｃｈ １９８
８は、複数のデータ記憶ディスクドライブを用いるため
のいくつかの装置を説明している。種々のオペレーショ
ンモードが説明されており，あるモードでは、データ記
憶は、記憶の冗長度を実現するために、いくつかのドラ
イブに分割される。記憶されるべきデータは、アレイ内
の予め定められた数のディスクドライブに部分的に記憶
され、ディスクドライブの少なくとも１つはエラー検出
冗長情報を記憶する。例えば、４つのディスクドライブ
がデータを記憶し、第５のディスクドライブが４つのデ
ィスクドライブに記憶されたデータに基づくパリティを
記憶する。ディスクドライブのこうした冗長アレイは、
ディスクドライブの１つにエラー検出冗長データを記憶
することによって、高いデータ可用性を与えることがで
きる。例えば、４つのデータブロック（４ドライブの各
々につき１データブロック）が、パリティ値のようにエ
ラー検出冗長情報を計算するのに使用される。計算され
たエラー検出冗長情報は、第５のドライブに第５ブロッ
クとして記憶される。すべのブロックは同数のデータバ
イトを有し、同じ相対トラック位置で５つのディスクド
ライブに記憶することができる（必要条件ではない）。
５つのドライブはドライブのパリティグループを形成す
る。もしパリティグループのドライブのどれか１つが、
全体的にまたは部分的に障害を起こしたら、障害ドライ
ブからのデータは既知のエラー訂正技術を用いて再生す
ることができる。データ処理動作のためにアレイ内のド
ライブをアクセスし続けながら、障害ディスクドライブ
からのデータを効率的に再生および置換するのが望まし
い。
ＣＡＳＥ ＦＯＲ ＲＥＤＵＮＤＡＮＴ ＡＲＲＡＹＳ
ＯＦ ＩＮＥＸＰＥＮＳＩＶＥ ＤＩＳＫＳ （ＲＡ
ＩＤ）”， ＡＣＭ １９８８， Ｍａｒｃｈ １９８
８は、複数のデータ記憶ディスクドライブを用いるため
のいくつかの装置を説明している。種々のオペレーショ
ンモードが説明されており，あるモードでは、データ記
憶は、記憶の冗長度を実現するために、いくつかのドラ
イブに分割される。記憶されるべきデータは、アレイ内
の予め定められた数のディスクドライブに部分的に記憶
され、ディスクドライブの少なくとも１つはエラー検出
冗長情報を記憶する。例えば、４つのディスクドライブ
がデータを記憶し、第５のディスクドライブが４つのデ
ィスクドライブに記憶されたデータに基づくパリティを
記憶する。ディスクドライブのこうした冗長アレイは、
ディスクドライブの１つにエラー検出冗長データを記憶
することによって、高いデータ可用性を与えることがで
きる。例えば、４つのデータブロック（４ドライブの各
々につき１データブロック）が、パリティ値のようにエ
ラー検出冗長情報を計算するのに使用される。計算され
たエラー検出冗長情報は、第５のドライブに第５ブロッ
クとして記憶される。すべのブロックは同数のデータバ
イトを有し、同じ相対トラック位置で５つのディスクド
ライブに記憶することができる（必要条件ではない）。
５つのドライブはドライブのパリティグループを形成す
る。もしパリティグループのドライブのどれか１つが、
全体的にまたは部分的に障害を起こしたら、障害ドライ
ブからのデータは既知のエラー訂正技術を用いて再生す
ることができる。データ処理動作のためにアレイ内のド
ライブをアクセスし続けながら、障害ディスクドライブ
からのデータを効率的に再生および置換するのが望まし
い。
【０００３】パリティグループのディスクドライブは、
単一の論理ディスクドライブの様に一致して動作する。
このような論理ドライブは、パリティグループのドライ
ブ内に同一に配置されたシリンダおよびトラックからな
る論理シリンダおよびトラックを有している。このよう
なアレイでは、記憶されているデータが、データ記憶ド
ライブの各々にいわゆるストライプモードでインタリー
ブ的に部分記憶される。あるいはまた、パリティグルー
プのディスクドライブおよびそれらのデータは、独立に
アドレス指定が可能であり、いわゆる独立モードで使用
できる。単一パリティアレイ内のディスクドライブの１
つが障害を起こしたときは常に、データをうまく回復で
きても、エラー状態に対するフォールト・トレランスは
失われる。障害を起こしたディスクドライブは、所望の
フォールト・トレラント状態に戻るためには、交換また
は修復され、影響を受けたデータ内容は所望の冗長度を
もたらすように再生されなければならない。ディスクド
ライブのパリティアレイ内の部分的または全体的に障害
を起こしたディスクドライブからのエラーを除去するた
めに、このようにデータおよびその冗長度の再生を実施
する制御手段および方法を提供することが望まれてい
る。
単一の論理ディスクドライブの様に一致して動作する。
このような論理ドライブは、パリティグループのドライ
ブ内に同一に配置されたシリンダおよびトラックからな
る論理シリンダおよびトラックを有している。このよう
なアレイでは、記憶されているデータが、データ記憶ド
ライブの各々にいわゆるストライプモードでインタリー
ブ的に部分記憶される。あるいはまた、パリティグルー
プのディスクドライブおよびそれらのデータは、独立に
アドレス指定が可能であり、いわゆる独立モードで使用
できる。単一パリティアレイ内のディスクドライブの１
つが障害を起こしたときは常に、データをうまく回復で
きても、エラー状態に対するフォールト・トレランスは
失われる。障害を起こしたディスクドライブは、所望の
フォールト・トレラント状態に戻るためには、交換また
は修復され、影響を受けたデータ内容は所望の冗長度を
もたらすように再生されなければならない。ディスクド
ライブのパリティアレイ内の部分的または全体的に障害
を起こしたディスクドライブからのエラーを除去するた
めに、このようにデータおよびその冗長度の再生を実施
する制御手段および方法を提供することが望まれてい
る。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、ディ
スクドライブのパリティアレイ内で部分的または全体的
に障害を起こしたディスクドライブによるフォールト・
トレラント状態の喪失または低下を検出した後、パリテ
ィグループのディスクドライブ内のデータをフォールト
・トレラント状態に再生することにある。
スクドライブのパリティアレイ内で部分的または全体的
に障害を起こしたディスクドライブによるフォールト・
トレラント状態の喪失または低下を検出した後、パリテ
ィグループのディスクドライブ内のデータをフォールト
・トレラント状態に再生することにある。
【０００５】本発明の他の目的は、パリティアレイへの
アクセスがデータの記憶および修正のために繰り返され
る際に、相対的非割込み的にフォールト・トレラント状
態へのデータ再生を行うことにある。
アクセスがデータの記憶および修正のために繰り返され
る際に、相対的非割込み的にフォールト・トレラント状
態へのデータ再生を行うことにある。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明によると、ディス
クドライブの冗長アレイの障害は、情報処理およびデー
タ処理のためにディスクドライブ・アレイを連続使用す
ることができる複数の方法および装置のうち任意のもの
を用いて、エラーを発生したデータを再生することによ
り修復される。このような再生には前記方法および装置
のいずれかまたはすべてを使用することができる。第１
の方法および装置は、ディスクドライブ使用またはパリ
ティグループ内のアクセスにおける、現在すなわち実行
中の速度に対して、検出された逆比の速度で再生をスケ
ジュールする可変速度再生である。スケジュールされた
各再生を終えると、この方法および装置は、もし待ちア
クセスがなければ、連続再生によってアレイのアイドル
時間も好適に利用する。第２の方法および装置は、エラ
ーを発生したデータの予め定められた部分のスケジュー
ルされない再生を開始することにより、予め定められた
アレイ・アイドル時間の間、再生を実施する。第３のす
なわち日和見的方法および装置は、アレイへの通常のア
クセスの際に、データ再生の必要性を検出する。これら
３つの方法および装置はすべて、互いに関連し合って好
適に用いられる。
クドライブの冗長アレイの障害は、情報処理およびデー
タ処理のためにディスクドライブ・アレイを連続使用す
ることができる複数の方法および装置のうち任意のもの
を用いて、エラーを発生したデータを再生することによ
り修復される。このような再生には前記方法および装置
のいずれかまたはすべてを使用することができる。第１
の方法および装置は、ディスクドライブ使用またはパリ
ティグループ内のアクセスにおける、現在すなわち実行
中の速度に対して、検出された逆比の速度で再生をスケ
ジュールする可変速度再生である。スケジュールされた
各再生を終えると、この方法および装置は、もし待ちア
クセスがなければ、連続再生によってアレイのアイドル
時間も好適に利用する。第２の方法および装置は、エラ
ーを発生したデータの予め定められた部分のスケジュー
ルされない再生を開始することにより、予め定められた
アレイ・アイドル時間の間、再生を実施する。第３のす
なわち日和見的方法および装置は、アレイへの通常のア
クセスの際に、データ再生の必要性を検出する。これら
３つの方法および装置はすべて、互いに関連し合って好
適に用いられる。
【０００７】上述の方法および装置は、エラーのあるデ
ィスクドライブを交換するスクラッチまたは新しいディ
スクドライブにデータを再生する。再生の目的は、アレ
イの冗長度の回復である。これらの方法および装置は、
部分的に障害を起こしたディスクドライブにも適用さ
れ、エラーを発生したデータが、エラーのあるディスク
ドライブの異なるトラックまたはゾーンで再生される。
後者の再生では、障害を起こしていないディスクドライ
ブ内のデータも、個々のドライブ内の対応するゾーンま
たはトラックに移動させることもできる。
ィスクドライブを交換するスクラッチまたは新しいディ
スクドライブにデータを再生する。再生の目的は、アレ
イの冗長度の回復である。これらの方法および装置は、
部分的に障害を起こしたディスクドライブにも適用さ
れ、エラーを発生したデータが、エラーのあるディスク
ドライブの異なるトラックまたはゾーンで再生される。
後者の再生では、障害を起こしていないディスクドライ
ブ内のデータも、個々のドライブ内の対応するゾーンま
たはトラックに移動させることもできる。
【０００８】
【実施例】特に、図面においては、同一の数字は、種々
の図面における同一の部分および構造的特徴を示す。図
１のホストプロセッサ（１つまたは複数）１０は、ホス
ト対周辺相互接続部１２によって、１以上のコントロー
ラにそれぞれ接続されている。複数のパリティアレイ１
３，１４，１５は通常のコントローラ対周辺装置接続部
１７によって、コントローラ１１に接続されている。図
１に示したアレイ１３〜１５の各々は、５つのディスク
ドライブ２０〜２４（これらへの限定を意図するもので
はない）を含む。４つのディスクドライブ２０〜２３は
１つのデータユニットの同じサイズのデータ・ブロック
を記憶する。ブロックサイズはデータユニット毎に変え
ることができる。データユニットは合併ファイル，単一
ファイル，グラフィックデータ等である。第５のディス
クドライブ２４は、パリティすなわちエラー検出冗長情
報記憶ドライブである。冗長情報はデータユニットの対
応するデータブロックと同じサイズを有するパリティ・
データブロックである。冗長情報は、例えば、ドライブ
２０〜２３内に記憶されたデータブロックのデータを用
いて、１つのパリティを含むアルゴリズムに基づいて計
算される。ディスクドライブ２０〜２４内の任意のデー
タユニットの全データブロックを、すべてのディスクド
ライブの同じ相対トラックに記憶することができる。す
なわち、すべてのデータブロックを例えば、すべてのド
ライブのトラック１６に記憶することができる。この記
憶配置はデータ管理を簡単化するが、それは本発明の実
施に関しては重要ではない。
の図面における同一の部分および構造的特徴を示す。図
１のホストプロセッサ（１つまたは複数）１０は、ホス
ト対周辺相互接続部１２によって、１以上のコントロー
ラにそれぞれ接続されている。複数のパリティアレイ１
３，１４，１５は通常のコントローラ対周辺装置接続部
１７によって、コントローラ１１に接続されている。図
１に示したアレイ１３〜１５の各々は、５つのディスク
ドライブ２０〜２４（これらへの限定を意図するもので
はない）を含む。４つのディスクドライブ２０〜２３は
１つのデータユニットの同じサイズのデータ・ブロック
を記憶する。ブロックサイズはデータユニット毎に変え
ることができる。データユニットは合併ファイル，単一
ファイル，グラフィックデータ等である。第５のディス
クドライブ２４は、パリティすなわちエラー検出冗長情
報記憶ドライブである。冗長情報はデータユニットの対
応するデータブロックと同じサイズを有するパリティ・
データブロックである。冗長情報は、例えば、ドライブ
２０〜２３内に記憶されたデータブロックのデータを用
いて、１つのパリティを含むアルゴリズムに基づいて計
算される。ディスクドライブ２０〜２４内の任意のデー
タユニットの全データブロックを、すべてのディスクド
ライブの同じ相対トラックに記憶することができる。す
なわち、すべてのデータブロックを例えば、すべてのド
ライブのトラック１６に記憶することができる。この記
憶配置はデータ管理を簡単化するが、それは本発明の実
施に関しては重要ではない。
【０００９】ディスクドライブ２０〜２４はパリティグ
ループを形成し、ディスク２４はパリティブロックの記
憶専用である。この一般的装置は、ＲＡＩＤ３およびＲ
ＡＩＤ４アーキテクチャとして知られている（前述のＰ
ａｔｔｅｒｓｏｎ他、参照）。あるいはまた、単一のド
ライブがパリティドライブとして指定されないように、
パリティグループ内のすべてのディスクドライブにパリ
ティブロックを分散させて記憶してもよい。この後者の
記憶配置は、ＲＡＩＤ５アーキテクチャとして知られて
いる。本発明は、これらのどのアーキテクチャにも、ま
た他のアーキテクチャにも等しく適用可能である。
ループを形成し、ディスク２４はパリティブロックの記
憶専用である。この一般的装置は、ＲＡＩＤ３およびＲ
ＡＩＤ４アーキテクチャとして知られている（前述のＰ
ａｔｔｅｒｓｏｎ他、参照）。あるいはまた、単一のド
ライブがパリティドライブとして指定されないように、
パリティグループ内のすべてのディスクドライブにパリ
ティブロックを分散させて記憶してもよい。この後者の
記憶配置は、ＲＡＩＤ５アーキテクチャとして知られて
いる。本発明は、これらのどのアーキテクチャにも、ま
た他のアーキテクチャにも等しく適用可能である。
【００１０】１以上の任意のディスクドライブ２０〜２
３にデータを記憶するとき、新しいパリティ値が計算さ
れ、ディスクドライブＰ２４に記憶される。効率向上の
ために、データをデータドライブに記憶しながら、同時
に、４つのディスクドライブ２０〜２３すべてにおいて
データを記録し、パリティを計算し、ディスクドライブ
Ｐ２４上にパリティを記録する。循環するパリティ配置
において、パリティデータは適切なディスクドライブに
記憶される。
３にデータを記憶するとき、新しいパリティ値が計算さ
れ、ディスクドライブＰ２４に記憶される。効率向上の
ために、データをデータドライブに記憶しながら、同時
に、４つのディスクドライブ２０〜２３すべてにおいて
データを記録し、パリティを計算し、ディスクドライブ
Ｐ２４上にパリティを記録する。循環するパリティ配置
において、パリティデータは適切なディスクドライブに
記憶される。
【００１１】ホストプロセッサ１０およびコントローラ
１１は両方とも、上述のマシン・オペレーションに関係
する。ホストプロセッサ１０とコントローラ１１の組合
せは、本実施例において本発明を実施するためにプログ
ラムが設けられ、かつ起動されるコンピュータ手段を有
していることを理解すべきである。このようなプログラ
ミングは図面に、マシン・オペレーション・フローチャ
ートとして示されている。このようなプログラミングは
図１のシステムの別個の部分とするか、または、ＲＯ
Ｍ，ロード可能ソフトウェア・モジュール等に含ませる
ことができる。
１１は両方とも、上述のマシン・オペレーションに関係
する。ホストプロセッサ１０とコントローラ１１の組合
せは、本実施例において本発明を実施するためにプログ
ラムが設けられ、かつ起動されるコンピュータ手段を有
していることを理解すべきである。このようなプログラ
ミングは図面に、マシン・オペレーション・フローチャ
ートとして示されている。このようなプログラミングは
図１のシステムの別個の部分とするか、または、ＲＯ
Ｍ，ロード可能ソフトウェア・モジュール等に含ませる
ことができる。
【００１２】障害を起こしたディスクドライブと置き換
えられるディスクドライブ上にパリティグループ内のデ
ータを再生するとき、スペアまたは真（ｔｒｕｅ）の置
換えのどちらかが方法の組合せによって実施される。最
初のスケジュールされた再生は、可変速度再生方法によ
り制御され、アイドル時間再生は、パリティアレイの任
意のアイドル時間内に実施され、日和見的再生方法は、
障害を起こしたドライブに代わる置換ドライブへの各ア
クセス時に実施され、非再生データ記憶領域をアクセス
する。この説明は障害ドライブ（セクタの多数の記録不
可能データ記憶トラックまたはクラスタを有するドライ
ブ、アクセスを妨げる障害を起こした機械部分等が、障
害ドライブである）が、既知のディスクドライブおよび
ディスク置換処理を用いて、スクラッチドライブまたは
ディスクと置換されることを想定している。
えられるディスクドライブ上にパリティグループ内のデ
ータを再生するとき、スペアまたは真（ｔｒｕｅ）の置
換えのどちらかが方法の組合せによって実施される。最
初のスケジュールされた再生は、可変速度再生方法によ
り制御され、アイドル時間再生は、パリティアレイの任
意のアイドル時間内に実施され、日和見的再生方法は、
障害を起こしたドライブに代わる置換ドライブへの各ア
クセス時に実施され、非再生データ記憶領域をアクセス
する。この説明は障害ドライブ（セクタの多数の記録不
可能データ記憶トラックまたはクラスタを有するドライ
ブ、アクセスを妨げる障害を起こした機械部分等が、障
害ドライブである）が、既知のディスクドライブおよび
ディスク置換処理を用いて、スクラッチドライブまたは
ディスクと置換されることを想定している。
【００１３】本発明の方法を詳述する前に、可変速度再
生方法の原理を図２を参照して述べる。この方法が起動
されると、再生ディスク・アクセス（入出力動作または
Ｉ／Ｏ）が、Ｉ／Ｏ動作の現レベルに対して逆に変化す
る速度で命令を受ける、またはスケジュールされる。図
２は再生スケジューリングの速度が如何に確認されるか
を示したものである。このような再生は、後に明らかに
するように、ホストプロセッサ１０または他のディスク
ドライブ・アクセスとインタリーブされる。所望の応答
時間Ｔは管理されるべきパリティグループに対して決定
される。このような応答時間は既知のシステム分析技術
を用いて決定され、または、速度を任意かつ恣意にする
ことができる。５つの曲線３０はそれぞれ１〜５のラベ
ルを付けられ、水平座標が示す全Ｉ／Ｏ速度に対する平
均応答時間（垂直座標）の変化を示す。全Ｉ／Ｏ速度は
ホストプロセッサ１０の動作により決定される。Ｉ／Ｏ
速度は予め定められた一定の測定時間内で、繰り返しモ
ニタされる。測定されたＩ／Ｏ速度は次に続く測定時間
に対する再生速度を決定する。各測定時間に測定された
速度は、パリティグループの測定時間に対して計算され
た平均Ｉ／Ｏ速度である。Ｉ／Ｏ速度がＲ１より速くな
ると、再生は次に続く測定時間中はスケジュールされな
い。このような測定時間中、アイドルまたは日和見的再
生方法を用いて、再生を行うことができる。１測定時間
に対する再生スケジュール速度は、ガイドとして図２の
チャートを用いてリスト化される。Ｒ１とＲ２の間のＩ
／Ｏ速度が測定されると、１つの再生がスケジュールさ
れる。Ｒ３とＲ２の間のＩ／Ｏ速度が測定されると、２
つの再生がスケジュールされる。Ｒ４とＲ３の間のＩ／
Ｏ速度が測定されると、３つの再生がスケジュールされ
る。Ｒ５とＲ４の間のＩ／Ｏ速度が測定されると、４つ
の再生がスケジュールされ、Ｒ５より遅いＩ／Ｏ速度は
５つの再生をスケジュールする結果となる。スケジュー
ルされる再生の最大数は５である。最大値としては任意
の数を用いることができる。この実施例では、最小サイ
ズの再生は１トラックである。図２のチャートにより示
される情報は、スケジュールされた再生を実施するコン
ピュータ手段内のパリティアレイに対して保持される。
生方法の原理を図２を参照して述べる。この方法が起動
されると、再生ディスク・アクセス（入出力動作または
Ｉ／Ｏ）が、Ｉ／Ｏ動作の現レベルに対して逆に変化す
る速度で命令を受ける、またはスケジュールされる。図
２は再生スケジューリングの速度が如何に確認されるか
を示したものである。このような再生は、後に明らかに
するように、ホストプロセッサ１０または他のディスク
ドライブ・アクセスとインタリーブされる。所望の応答
時間Ｔは管理されるべきパリティグループに対して決定
される。このような応答時間は既知のシステム分析技術
を用いて決定され、または、速度を任意かつ恣意にする
ことができる。５つの曲線３０はそれぞれ１〜５のラベ
ルを付けられ、水平座標が示す全Ｉ／Ｏ速度に対する平
均応答時間（垂直座標）の変化を示す。全Ｉ／Ｏ速度は
ホストプロセッサ１０の動作により決定される。Ｉ／Ｏ
速度は予め定められた一定の測定時間内で、繰り返しモ
ニタされる。測定されたＩ／Ｏ速度は次に続く測定時間
に対する再生速度を決定する。各測定時間に測定された
速度は、パリティグループの測定時間に対して計算され
た平均Ｉ／Ｏ速度である。Ｉ／Ｏ速度がＲ１より速くな
ると、再生は次に続く測定時間中はスケジュールされな
い。このような測定時間中、アイドルまたは日和見的再
生方法を用いて、再生を行うことができる。１測定時間
に対する再生スケジュール速度は、ガイドとして図２の
チャートを用いてリスト化される。Ｒ１とＲ２の間のＩ
／Ｏ速度が測定されると、１つの再生がスケジュールさ
れる。Ｒ３とＲ２の間のＩ／Ｏ速度が測定されると、２
つの再生がスケジュールされる。Ｒ４とＲ３の間のＩ／
Ｏ速度が測定されると、３つの再生がスケジュールされ
る。Ｒ５とＲ４の間のＩ／Ｏ速度が測定されると、４つ
の再生がスケジュールされ、Ｒ５より遅いＩ／Ｏ速度は
５つの再生をスケジュールする結果となる。スケジュー
ルされる再生の最大数は５である。最大値としては任意
の数を用いることができる。この実施例では、最小サイ
ズの再生は１トラックである。図２のチャートにより示
される情報は、スケジュールされた再生を実施するコン
ピュータ手段内のパリティアレイに対して保持される。
【００１４】図３はパリティアレイ１３〜１５の１つか
らデータを読出し、再生判定基準を検出し、データを再
生する図１に示したシステムを準備する処理を示す。通
常の読出し動作が、他のマシン・オペレーションにより
開始されるように、マシン・ステップ３５で行われる。
マシン・ステップ３６で、コントローラ１１が、ディス
クドライブ２０〜２３のいずれかから読出されたデータ
のエラーを検出する（ディスクドライブが、コントロー
ラまたはホストプロセッサと同様に、エラー検出機構を
有することもできる）。このようなエラーは通常の方法
で訂正が試みられる。マシン判定ステップ３７で、コン
トローラ１１は個々のディスクドライブ２０〜２３のエ
ラー冗長度によりエラー訂正が成功したか否か、成功し
たエラー訂正によってフォールト・トレランスが低下し
たか否かを判定する。もしエラー訂正が成功したならば
（後に明らかにするように、ある場合は高品質冗長度が
指定され、他の場合は低い冗長度が指定される）、フォ
ールト・トレラント冗長度が再生の要求に対し低下しな
いとして（マシン・ステップ３７で低下が検出されな
い）、マシン・オペレーションは他のオペレーションに
進み、再生動作は指示されない。一方、どのディスクド
ライブも応答障害を含む訂正可能なデータエラーを発生
しなかったならば、フォールト・トレランスの低下が指
示される。パリティディスクＰ２４を用い、このような
データエラーは、ディスクドライブＰ２４からブロック
のパリティ冗長情報を読出すことにより訂正し、他のド
ライブから読出しに成功したデータおよびパリティ冗長
情報から、正しいデータを計算することができる。この
既知のパリティ訂正を達成するために、ディスクドライ
ブＰ２４に記憶されているパリティブロックは、コント
ローラ１１に読出される。次に、データはマシン・ステ
ップ３９で、既知のパリティ訂正処理を用いて訂正され
る。このような訂正はホストプロセッサ１０またはコン
トローラ１１で行うことができる。この時点では、読出
されたデータユニットに対する冗長情報が除去されてい
る。次に、マシン・ステップ４０で、パリティ訂正ユニ
ット（ホストプロセッサ１０またはコントローラ１１）
が、パリティ訂正が成功したか否かを判定する。パリテ
ィ訂正が不成功ならば、サブシステム・エラーに通常の
方法でフラグが立てられる。さらに、本発明の範囲外の
回復処理が必要になる。パリティ訂正が成功すると、マ
シン・ステップ４１で、冗長度に関連したフォールト・
トレランスの不十分な低下が存在すると判定されれば、
他のマシン・オペレーションが実行される。もしフォー
ルト・トレランスが受容できないと判定されれば（例え
ば、ディスクが故障した場合）、再生が指示される。
らデータを読出し、再生判定基準を検出し、データを再
生する図１に示したシステムを準備する処理を示す。通
常の読出し動作が、他のマシン・オペレーションにより
開始されるように、マシン・ステップ３５で行われる。
マシン・ステップ３６で、コントローラ１１が、ディス
クドライブ２０〜２３のいずれかから読出されたデータ
のエラーを検出する（ディスクドライブが、コントロー
ラまたはホストプロセッサと同様に、エラー検出機構を
有することもできる）。このようなエラーは通常の方法
で訂正が試みられる。マシン判定ステップ３７で、コン
トローラ１１は個々のディスクドライブ２０〜２３のエ
ラー冗長度によりエラー訂正が成功したか否か、成功し
たエラー訂正によってフォールト・トレランスが低下し
たか否かを判定する。もしエラー訂正が成功したならば
（後に明らかにするように、ある場合は高品質冗長度が
指定され、他の場合は低い冗長度が指定される）、フォ
ールト・トレラント冗長度が再生の要求に対し低下しな
いとして（マシン・ステップ３７で低下が検出されな
い）、マシン・オペレーションは他のオペレーションに
進み、再生動作は指示されない。一方、どのディスクド
ライブも応答障害を含む訂正可能なデータエラーを発生
しなかったならば、フォールト・トレランスの低下が指
示される。パリティディスクＰ２４を用い、このような
データエラーは、ディスクドライブＰ２４からブロック
のパリティ冗長情報を読出すことにより訂正し、他のド
ライブから読出しに成功したデータおよびパリティ冗長
情報から、正しいデータを計算することができる。この
既知のパリティ訂正を達成するために、ディスクドライ
ブＰ２４に記憶されているパリティブロックは、コント
ローラ１１に読出される。次に、データはマシン・ステ
ップ３９で、既知のパリティ訂正処理を用いて訂正され
る。このような訂正はホストプロセッサ１０またはコン
トローラ１１で行うことができる。この時点では、読出
されたデータユニットに対する冗長情報が除去されてい
る。次に、マシン・ステップ４０で、パリティ訂正ユニ
ット（ホストプロセッサ１０またはコントローラ１１）
が、パリティ訂正が成功したか否かを判定する。パリテ
ィ訂正が不成功ならば、サブシステム・エラーに通常の
方法でフラグが立てられる。さらに、本発明の範囲外の
回復処理が必要になる。パリティ訂正が成功すると、マ
シン・ステップ４１で、冗長度に関連したフォールト・
トレランスの不十分な低下が存在すると判定されれば、
他のマシン・オペレーションが実行される。もしフォー
ルト・トレランスが受容できないと判定されれば（例え
ば、ディスクが故障した場合）、再生が指示される。
【００１５】本発明は日々のオペレーションによる不適
当な干渉を受けずに、所望の冗長度を維持することを可
能にする。図４は本発明の一実施例の概念を示す。図４
は、システムにおける再生の必要性の割込み駆動検査の
確立について示している。マシン・ステップ４５は、デ
ィスクドライブの各パリティグループ１３〜１５に対す
るオペレーションのＩ／Ｏ（入出力）速度をモニタおよ
び指示することを示している。図９で明らかになるが、
このような速度モニタおよび指示から、再生の必要性は
マシン・ステップ４６で所定回数検出される。このよう
な検出は単に、グローバルな再生フラグであるか、また
は、図８に示したビットマップのどれか任意の項目であ
るかである。もし再生が必要なら、マシン・ステップ４
７で、後述の可変速度再生がスケジュールされる。もし
再生が必要でないなら、他のマシン・オペレーションが
実行される。
当な干渉を受けずに、所望の冗長度を維持することを可
能にする。図４は本発明の一実施例の概念を示す。図４
は、システムにおける再生の必要性の割込み駆動検査の
確立について示している。マシン・ステップ４５は、デ
ィスクドライブの各パリティグループ１３〜１５に対す
るオペレーションのＩ／Ｏ（入出力）速度をモニタおよ
び指示することを示している。図９で明らかになるが、
このような速度モニタおよび指示から、再生の必要性は
マシン・ステップ４６で所定回数検出される。このよう
な検出は単に、グローバルな再生フラグであるか、また
は、図８に示したビットマップのどれか任意の項目であ
るかである。もし再生が必要なら、マシン・ステップ４
７で、後述の可変速度再生がスケジュールされる。もし
再生が必要でないなら、他のマシン・オペレーションが
実行される。
【００１６】同様に、マシン・ステップ５０は、パリテ
ィグループ１３〜１５のいずれか１つにおけるアイドル
時間をモニタすることを示している。もし、実行待ちの
アクセス要求もフリー・スタンディング・オペレーショ
ンも実行されていないようなアイドル時間が検出された
なら、マシン・ステップ５１で再生の必要性を検出す
る。再生の必要性が検出されると、マシン・ステップ５
２で、後述するアイドル時間再生が実施される。もし再
生が必要でないなら、他のマシン・オペレーションが行
われる。
ィグループ１３〜１５のいずれか１つにおけるアイドル
時間をモニタすることを示している。もし、実行待ちの
アクセス要求もフリー・スタンディング・オペレーショ
ンも実行されていないようなアイドル時間が検出された
なら、マシン・ステップ５１で再生の必要性を検出す
る。再生の必要性が検出されると、マシン・ステップ５
２で、後述するアイドル時間再生が実施される。もし再
生が必要でないなら、他のマシン・オペレーションが行
われる。
【００１７】同様に、マシン・ステップ５５でアクセス
障害、または、パリティグループ１３〜１５のいずれか
１つにおける読出し動作または書込み動作、または、既
知の障害ドライブに対する何らかのアクセスをモニタす
る。このようなエラーが検出されると、再生の必要性が
図３に説明したように指示される。次に、マシン・ステ
ップ５６で、再生の必要性が検出される。一方、もし図
３で説明したパリティ訂正が成功したら、再生は行われ
ず、マシン・ステップ５６から他のオペレーションへ進
む。もし再生が必要なら、後述するマシン・ステップ５
７の日和見的再生動作が実施される。
障害、または、パリティグループ１３〜１５のいずれか
１つにおける読出し動作または書込み動作、または、既
知の障害ドライブに対する何らかのアクセスをモニタす
る。このようなエラーが検出されると、再生の必要性が
図３に説明したように指示される。次に、マシン・ステ
ップ５６で、再生の必要性が検出される。一方、もし図
３で説明したパリティ訂正が成功したら、再生は行われ
ず、マシン・ステップ５６から他のオペレーションへ進
む。もし再生が必要なら、後述するマシン・ステップ５
７の日和見的再生動作が実施される。
【００１８】図４の説明は基本的なものであると考える
べきである。実際の実施例では、本発明の原則から逸脱
することなく、かなりの細部において、異ならせること
ができる。複数の再生技術をインタリーブするのは、い
くつかのバリエーションに従う。再生の時期と全範囲の
決定は、所定の設計にかなりの影響を与える。
べきである。実際の実施例では、本発明の原則から逸脱
することなく、かなりの細部において、異ならせること
ができる。複数の再生技術をインタリーブするのは、い
くつかのバリエーションに従う。再生の時期と全範囲の
決定は、所定の設計にかなりの影響を与える。
【００１９】図５は、説明した３つのデータ再生技術の
うちの２つから選択する１つの方法を示している。選択
処理は、タイムアウト，時刻，アクセス数，後述する可
変速度再生の再生スケジュール，図８のビットマップが
何らかの再生の必要性を示しているか否かの判定等のよ
うな、複数の判定基準のどれか１つに基づいて、他のマ
シン・オペレーションからパス６０へ進む。このような
選択は典型的に、ディスパッチャまたは他の監視プログ
ラム（図示せず）内に存在する。マシン判定ステップす
なわち分岐ステップ６１で、評価されるのに必要な再生
の種類が選択される。マシン・ステップ６１はソフトウ
ェア・カウンタ６２により制御されるプログラム・ルー
プ機能を示す。パス６０への処理の進行は、カウンタ６
２を基準状態にリセットし、カウンタ６２は判定ステッ
プ６１が、図１０に詳述したようにマシン・ステップ６
５でアイドル再生を最初に評価するのを可能にする。も
しパリティアレイ１３〜１５のどれもがアイドルでな
い、またはどんな再生も必要とされていない（図８のビ
ットマップがすべて０）なら、オペレーションはマシン
・ステップ６１に戻り、カウンタ６２が次の値にインク
リメントされる。この次の値により、判定ステップ６１
は後に図９で詳述するように、マシン・ステップ６６で
可変速度再生の評価を実施させる。再生走査は図９から
図５に戻り、マシン・ステップ６１を再実行し、カウン
タ６２をインクリメントする。６７が示すように、他の
再生処理（図示せず）も使用できる。また、再生評価を
終えると、マシン・オペレーションは図５の処理に戻
り、カウンタ６２の他のインクリメントを行い、マシン
・ステップ６１を実行する。処理のプログラム・ループ
走査が終了すると、他のマシン・オペレーションが、６
８に示したように実行される。再生処理または方法を走
査する順序は任意である。図１１に示したように、日和
見的再生処理は常に、ディスク・アクセス動作から入
る。複数の再生処理から任意の１つを選ぶために、再生
処理走査のどの方法を採用してもよい。
うちの２つから選択する１つの方法を示している。選択
処理は、タイムアウト，時刻，アクセス数，後述する可
変速度再生の再生スケジュール，図８のビットマップが
何らかの再生の必要性を示しているか否かの判定等のよ
うな、複数の判定基準のどれか１つに基づいて、他のマ
シン・オペレーションからパス６０へ進む。このような
選択は典型的に、ディスパッチャまたは他の監視プログ
ラム（図示せず）内に存在する。マシン判定ステップす
なわち分岐ステップ６１で、評価されるのに必要な再生
の種類が選択される。マシン・ステップ６１はソフトウ
ェア・カウンタ６２により制御されるプログラム・ルー
プ機能を示す。パス６０への処理の進行は、カウンタ６
２を基準状態にリセットし、カウンタ６２は判定ステッ
プ６１が、図１０に詳述したようにマシン・ステップ６
５でアイドル再生を最初に評価するのを可能にする。も
しパリティアレイ１３〜１５のどれもがアイドルでな
い、またはどんな再生も必要とされていない（図８のビ
ットマップがすべて０）なら、オペレーションはマシン
・ステップ６１に戻り、カウンタ６２が次の値にインク
リメントされる。この次の値により、判定ステップ６１
は後に図９で詳述するように、マシン・ステップ６６で
可変速度再生の評価を実施させる。再生走査は図９から
図５に戻り、マシン・ステップ６１を再実行し、カウン
タ６２をインクリメントする。６７が示すように、他の
再生処理（図示せず）も使用できる。また、再生評価を
終えると、マシン・オペレーションは図５の処理に戻
り、カウンタ６２の他のインクリメントを行い、マシン
・ステップ６１を実行する。処理のプログラム・ループ
走査が終了すると、他のマシン・オペレーションが、６
８に示したように実行される。再生処理または方法を走
査する順序は任意である。図１１に示したように、日和
見的再生処理は常に、ディスク・アクセス動作から入
る。複数の再生処理から任意の１つを選ぶために、再生
処理走査のどの方法を採用してもよい。
【００２０】図６はディスク装置２０〜２４のいずれか
におけるディスクの略平面図である。このような複数の
ディスクは通常、個々の装置内で同軸的に同時回転する
ように積み重ねられている。同じ半径方向位置を有する
個々のディスク上のすべてのトラックは、このようなト
ラックのシリンダを構成する。伝統的な固定ブロック・
アーキテクチャを採用すると、各ディスク７０は複数の
ディスクセクタ指示・半径方向伸張・機械読取可能ライ
ン７１を仮想できる。ライン間の各ディスクセクタは、
データ記憶ユニットとしてアドレス指定可能である。カ
ウントキーデータ（ＣＫＤ；ｃｏｕｎｔ−ｋｅｙ−ｄａ
ｔａ）ディスクでは、１本の半径方向に延びるトラック
・インデックス・ラインが用いられる。各ディスク７０
上には多数のアドレス指定可能な円形トラック、また
は、螺旋トラックの渦巻を有している。トラック７２は
アレイの部分的再生を必要とするようなエラーを生じて
いるものとする。ディスク７０では、エラーを生じたト
ラック７２のデータ内容がトラック７３に再割当され
る。ある再生では、個々のディスク装置２０〜２４内の
すべてのトラック７２のデータ内容が、それらの個々の
トラック７３に同様に再割当されている。あるモードで
は、トラック７２を含むトラックのシリンダのデータ内
容を、トラック７３を含むトラックのシリンダに再割当
することができる。他のモードでは、１トラックの内容
だけが再割当される。ディスク装置が全体的に交換され
るとき、残りの装置２０〜２４のすべてからのデータ
が、交換ディスクのためのデータ計算に用いられる。部
分的に使用可能なディスク装置をいつ交換すべきかの判
定は、装置上の使用不可能または不良なトラックの数、
障害を引き起こすエラーの特徴等に基づく。
におけるディスクの略平面図である。このような複数の
ディスクは通常、個々の装置内で同軸的に同時回転する
ように積み重ねられている。同じ半径方向位置を有する
個々のディスク上のすべてのトラックは、このようなト
ラックのシリンダを構成する。伝統的な固定ブロック・
アーキテクチャを採用すると、各ディスク７０は複数の
ディスクセクタ指示・半径方向伸張・機械読取可能ライ
ン７１を仮想できる。ライン間の各ディスクセクタは、
データ記憶ユニットとしてアドレス指定可能である。カ
ウントキーデータ（ＣＫＤ；ｃｏｕｎｔ−ｋｅｙ−ｄａ
ｔａ）ディスクでは、１本の半径方向に延びるトラック
・インデックス・ラインが用いられる。各ディスク７０
上には多数のアドレス指定可能な円形トラック、また
は、螺旋トラックの渦巻を有している。トラック７２は
アレイの部分的再生を必要とするようなエラーを生じて
いるものとする。ディスク７０では、エラーを生じたト
ラック７２のデータ内容がトラック７３に再割当され
る。ある再生では、個々のディスク装置２０〜２４内の
すべてのトラック７２のデータ内容が、それらの個々の
トラック７３に同様に再割当されている。あるモードで
は、トラック７２を含むトラックのシリンダのデータ内
容を、トラック７３を含むトラックのシリンダに再割当
することができる。他のモードでは、１トラックの内容
だけが再割当される。ディスク装置が全体的に交換され
るとき、残りの装置２０〜２４のすべてからのデータ
が、交換ディスクのためのデータ計算に用いられる。部
分的に使用可能なディスク装置をいつ交換すべきかの判
定は、装置上の使用不可能または不良なトラックの数、
障害を引き起こすエラーの特徴等に基づく。
【００２１】図７は可変速度再生方法の一例のデータ構
造を示す。この方法の目的は、サブシステムの性能、す
なわち受け取ったＩ／Ｏ要求に対する応答時間の少なく
とも最小レベルを、再生の期間、維持することにある。
ホストプロセッサ１０またはコントローラ１１内の３つ
のレジスタすなわちデータ記憶場所８０〜８２は、個々
のパリティアレイ１３〜１５において可変速度再生方法
を実施するのに必要な制御情報を記憶する。各レジスタ
８０〜８２は、同一に構成されるが、判定基準情報を異
ならせて、異なる性能特性またはシステム利用法を有す
るアレイを備えることができる。速度フィールド８３は
再生の速度、すなわち毎秒１再生、毎秒２再生、等を示
す数を記憶する。ＡＶＧ−ＩＯフィールド８４は、予め
定められた測定時間内の対応するＩ／Ｏ要求速度によっ
て表すことができる平均Ｉ／Ｏ応答時間を記憶する。Ｉ
／Ｏ応答時間すなわち要求速度は、再生速度を計算する
のに用いられる。フィールド８５〜８８は個々に、特に
制限を設けない種々の再生速度に対するＩ／Ｏ要求速度
Ｔ−１〜Ｔ−４に対する再生速度を記憶する。パリティ
アレイへのディスク・アクセスの総数は、応答の指示で
ある。アクセス要求の数が増大すると、所望の再生速度
は減少する。閾値Ｔ−１〜Ｔ−４はアクセス要求速度の
減少数に対応し、より速い再生速度を示す。閾値Ｔ−１
は可変速度再生方法により許容されるどんな再生にも至
らない速度以上のアクセス速度を示す。閾値Ｔ−２はＴ
−３より速くＴ−１より遅いアクセス速度を示し、一定
の要求速度測定時間内に１つの再生アクセス（すなわ
ち、１トラックのデータ再生）を許容する。同様に、閾
値Ｔ−３はＴ−４より速くＴ−２より遅いアクセス速度
を示し、一定の再生速度測定時間内に２つの再生アクセ
スを許容する。要求速度が減少し続けると、対応する再
生速度の増大が生じる。システムに対する予め定められ
た最大再生速度を確立することができる。可変速度再生
方法の他の実施例においては、平均応答時間は各連続測
定時間中に直接測定することができる。もし測定された
応答時間が所望の応答時間より長ければ、次に続く測定
時間に用いる再生速度は減少する。もし測定応答時間が
所望の応答時間より短かければ次に続く測定時間内に用
いられる再生速度は増大される。あるいは、もしＩ／Ｏ
アクセスキューが存在するなら、再生速度は個々のパリ
ティアレイに対するアクセスキューの長さに反比例する
ように選択される。前述のいずれかの測定技術を、フィ
ールド８３および８４に記憶された再生速度制御情報を
確立するのに使用することができる。８９は、アクセス
またはフリー・スタンディング・アレイ・オペレーショ
ンに反比例する再生速度を判定するのに、付加的判定基
準を用いることを示す。
造を示す。この方法の目的は、サブシステムの性能、す
なわち受け取ったＩ／Ｏ要求に対する応答時間の少なく
とも最小レベルを、再生の期間、維持することにある。
ホストプロセッサ１０またはコントローラ１１内の３つ
のレジスタすなわちデータ記憶場所８０〜８２は、個々
のパリティアレイ１３〜１５において可変速度再生方法
を実施するのに必要な制御情報を記憶する。各レジスタ
８０〜８２は、同一に構成されるが、判定基準情報を異
ならせて、異なる性能特性またはシステム利用法を有す
るアレイを備えることができる。速度フィールド８３は
再生の速度、すなわち毎秒１再生、毎秒２再生、等を示
す数を記憶する。ＡＶＧ−ＩＯフィールド８４は、予め
定められた測定時間内の対応するＩ／Ｏ要求速度によっ
て表すことができる平均Ｉ／Ｏ応答時間を記憶する。Ｉ
／Ｏ応答時間すなわち要求速度は、再生速度を計算する
のに用いられる。フィールド８５〜８８は個々に、特に
制限を設けない種々の再生速度に対するＩ／Ｏ要求速度
Ｔ−１〜Ｔ−４に対する再生速度を記憶する。パリティ
アレイへのディスク・アクセスの総数は、応答の指示で
ある。アクセス要求の数が増大すると、所望の再生速度
は減少する。閾値Ｔ−１〜Ｔ−４はアクセス要求速度の
減少数に対応し、より速い再生速度を示す。閾値Ｔ−１
は可変速度再生方法により許容されるどんな再生にも至
らない速度以上のアクセス速度を示す。閾値Ｔ−２はＴ
−３より速くＴ−１より遅いアクセス速度を示し、一定
の要求速度測定時間内に１つの再生アクセス（すなわ
ち、１トラックのデータ再生）を許容する。同様に、閾
値Ｔ−３はＴ−４より速くＴ−２より遅いアクセス速度
を示し、一定の再生速度測定時間内に２つの再生アクセ
スを許容する。要求速度が減少し続けると、対応する再
生速度の増大が生じる。システムに対する予め定められ
た最大再生速度を確立することができる。可変速度再生
方法の他の実施例においては、平均応答時間は各連続測
定時間中に直接測定することができる。もし測定された
応答時間が所望の応答時間より長ければ、次に続く測定
時間に用いる再生速度は減少する。もし測定応答時間が
所望の応答時間より短かければ次に続く測定時間内に用
いられる再生速度は増大される。あるいは、もしＩ／Ｏ
アクセスキューが存在するなら、再生速度は個々のパリ
ティアレイに対するアクセスキューの長さに反比例する
ように選択される。前述のいずれかの測定技術を、フィ
ールド８３および８４に記憶された再生速度制御情報を
確立するのに使用することができる。８９は、アクセス
またはフリー・スタンディング・アレイ・オペレーショ
ンに反比例する再生速度を判定するのに、付加的判定基
準を用いることを示す。
【００２２】どのトラックが再生を必要としているか
は、個々のパリティアレイ１３〜１５に対するビットマ
ップ９５〜９７（図８参照）に保持されている。行１０
５，１０６，１０７…のビット包含スクエア９９はそれ
ぞれディスク７０（図６参照）の１つの記録表面の論理
トラックの集合を表している。列１００，１０１，１０
２…のビット包含スクエア９９は、それぞれ論理トラッ
クの論理シリンダを表している。各論理トラックは各装
置２０〜２４内に１物理トラックを含み、各論理シリン
ダは各装置２０〜２４に１物理シリンダを含んでいる。
パリティグループ１３〜１５のいずれかが完全な冗長度
を与えるとき、個々のビットマップ９５〜９７の全スク
エア９９は２進数０を含んでいる。ディスク装置の完全
な再生の一部として、または部分的再生としてであろう
と、再生を必要としている任意のトラックは、個々のビ
ットマップのスクエアすなわちビット位置９９内の２進
数１により表される。再生の必要性を確認するためのビ
ットマップ走査は、既知の技術に従う。インデックスす
なわちビットマップへの書込み値（図示せず）は、個々
のビットマップが少なくとも１つの２進数１を含むか、
または２進数０だけを含むか、または複数の２進数１を
含むかを示すために用いられる。
は、個々のパリティアレイ１３〜１５に対するビットマ
ップ９５〜９７（図８参照）に保持されている。行１０
５，１０６，１０７…のビット包含スクエア９９はそれ
ぞれディスク７０（図６参照）の１つの記録表面の論理
トラックの集合を表している。列１００，１０１，１０
２…のビット包含スクエア９９は、それぞれ論理トラッ
クの論理シリンダを表している。各論理トラックは各装
置２０〜２４内に１物理トラックを含み、各論理シリン
ダは各装置２０〜２４に１物理シリンダを含んでいる。
パリティグループ１３〜１５のいずれかが完全な冗長度
を与えるとき、個々のビットマップ９５〜９７の全スク
エア９９は２進数０を含んでいる。ディスク装置の完全
な再生の一部として、または部分的再生としてであろう
と、再生を必要としている任意のトラックは、個々のビ
ットマップのスクエアすなわちビット位置９９内の２進
数１により表される。再生の必要性を確認するためのビ
ットマップ走査は、既知の技術に従う。インデックスす
なわちビットマップへの書込み値（図示せず）は、個々
のビットマップが少なくとも１つの２進数１を含むか、
または２進数０だけを含むか、または複数の２進数１を
含むかを示すために用いられる。
【００２３】図９は図７のデータ構造に対する制御情報
を生成することを含む、可変速度再生方法の一例を示
す。図９の説明は、パリティアレイの１つに対するもの
であり、複数のパリティアレイを含ませるためのマシン
・オペレーションの変更をいくつかのアプローチのどれ
か１つにおいて達成することができる。例えば、３つの
アレイ１３〜１５の１つだけが非０ビットマップを有す
ることができ、非０ビットマップにより示されたアレイ
だけが処理される。もし複数のビットマップが非０なら
ば、３つのアレイの再生における優先度は、最も使用さ
れていないアレイ、システム・オペレーションをうまく
続けるためのアレイの相対的重要性等に基づくことがで
きる。いずれにせよ、図９に示したマシン・オペレーシ
ョンの進行は図４または図５からパス１１０上へのもの
で、この説明では図５から進行するものとする。マシン
・ステップ１１１で、測定時間がタイムアウトになった
か否かが判定される。もし測定時間がタイムアウトにな
っていないなら、マシン・ステップ１１２で、アクセス
タリーが更新される（他の再生速度指示判定基準もまた
更新される）。更新に続いて、マシン判定ステップ１１
３で、フィールド８３が経過時間の指示に関して検査さ
れる。経過時間は図７の８９によって示されるように、
パリティエラーに対する最終再生が完了した時刻から計
算される。設計によると、このような最終再生は、使用
されるいずれかの方法による最終再生、またはアイドル
または可変速度再生方法の最終再生、または可変速度再
生方法によって達成される最終再生である。もし再生の
時間が到達されなかったならば、図５に示した走査処理
に再び進む。もし再生がスケジュールされることになる
と、マシン・ステップ１１８で再生するべきシリンダお
よびトラックを選択する。シリンダおよびトラック選択
を行うときは、再生されるべきトラックに到達するため
のシーク時間を最小にするのが望ましい。ストライプモ
ード・アレイでは、各パリティアレイ内のドライブのト
ラックアクセス機構（別個には示されていない）が、
（同じ半径方向位置でパリティグループ装置内の全物理
シリンダを有する現論理シリンダにおけるトラックを走
査する）個々の装置２０〜２４のディスク７０上の共通
の半径方向位置を常に有するので、現シリンダ、または
現シリンダに半径方向に最も近いシリンダにおけるトラ
ックが選択される。このようなトラック（１つまたは複
数）は図８のアレイのビットマップの分析によって識別
される。この分析は簡単なのでこれ以上説明しない。
を生成することを含む、可変速度再生方法の一例を示
す。図９の説明は、パリティアレイの１つに対するもの
であり、複数のパリティアレイを含ませるためのマシン
・オペレーションの変更をいくつかのアプローチのどれ
か１つにおいて達成することができる。例えば、３つの
アレイ１３〜１５の１つだけが非０ビットマップを有す
ることができ、非０ビットマップにより示されたアレイ
だけが処理される。もし複数のビットマップが非０なら
ば、３つのアレイの再生における優先度は、最も使用さ
れていないアレイ、システム・オペレーションをうまく
続けるためのアレイの相対的重要性等に基づくことがで
きる。いずれにせよ、図９に示したマシン・オペレーシ
ョンの進行は図４または図５からパス１１０上へのもの
で、この説明では図５から進行するものとする。マシン
・ステップ１１１で、測定時間がタイムアウトになった
か否かが判定される。もし測定時間がタイムアウトにな
っていないなら、マシン・ステップ１１２で、アクセス
タリーが更新される（他の再生速度指示判定基準もまた
更新される）。更新に続いて、マシン判定ステップ１１
３で、フィールド８３が経過時間の指示に関して検査さ
れる。経過時間は図７の８９によって示されるように、
パリティエラーに対する最終再生が完了した時刻から計
算される。設計によると、このような最終再生は、使用
されるいずれかの方法による最終再生、またはアイドル
または可変速度再生方法の最終再生、または可変速度再
生方法によって達成される最終再生である。もし再生の
時間が到達されなかったならば、図５に示した走査処理
に再び進む。もし再生がスケジュールされることになる
と、マシン・ステップ１１８で再生するべきシリンダお
よびトラックを選択する。シリンダおよびトラック選択
を行うときは、再生されるべきトラックに到達するため
のシーク時間を最小にするのが望ましい。ストライプモ
ード・アレイでは、各パリティアレイ内のドライブのト
ラックアクセス機構（別個には示されていない）が、
（同じ半径方向位置でパリティグループ装置内の全物理
シリンダを有する現論理シリンダにおけるトラックを走
査する）個々の装置２０〜２４のディスク７０上の共通
の半径方向位置を常に有するので、現シリンダ、または
現シリンダに半径方向に最も近いシリンダにおけるトラ
ックが選択される。このようなトラック（１つまたは複
数）は図８のアレイのビットマップの分析によって識別
される。この分析は簡単なのでこれ以上説明しない。
【００２４】独立モードで動作するパリティアレイに対
して、同じ一般的アプローチが用いられる。独立モード
の各装置は、異なる半径方向位置を有するトラックおよ
びシリンダを走査する。再生されるべきトラックおよび
シリンダは、最も内側の半径方向位置にアクセス機構を
有するアレイ内の第１の装置と、アレイ内のすべての装
置の最も外側の半径方向位置にアクセス機構を有する第
２の装置との間の平均半径方向位置に位置するシリンダ
である。例えば、もし第１の装置が図６のトラック７２
を走査するためのアクセス機構を有し、第２の装置がト
ラック７３を走査するためのアクセス機構を有し、パリ
ティアレイ内の他の２つの作動装置が、トラック７２と
７３との半径方向中間に存在するトラックを走査するた
めに半径方向に配置された個々のアクセス機構を有する
ならば、トラック７２と７３との半径方向中間に存在す
るシリンダが再生のために検査される。もし中間シリン
ダが再生すべきトラックを有しないならば、隣接シリン
ダが中間シリンダからの連続して増大する半径方向距離
において、連続して検査される。この判定に続いて、中
間シリンダの次の半径方向外側にあるシリンダを検査
し、こうしてもしそのシリンダが再生を要求するトラッ
クを有しないならば、次の半径方向内側のシリンダの検
査等が行われていく。
して、同じ一般的アプローチが用いられる。独立モード
の各装置は、異なる半径方向位置を有するトラックおよ
びシリンダを走査する。再生されるべきトラックおよび
シリンダは、最も内側の半径方向位置にアクセス機構を
有するアレイ内の第１の装置と、アレイ内のすべての装
置の最も外側の半径方向位置にアクセス機構を有する第
２の装置との間の平均半径方向位置に位置するシリンダ
である。例えば、もし第１の装置が図６のトラック７２
を走査するためのアクセス機構を有し、第２の装置がト
ラック７３を走査するためのアクセス機構を有し、パリ
ティアレイ内の他の２つの作動装置が、トラック７２と
７３との半径方向中間に存在するトラックを走査するた
めに半径方向に配置された個々のアクセス機構を有する
ならば、トラック７２と７３との半径方向中間に存在す
るシリンダが再生のために検査される。もし中間シリン
ダが再生すべきトラックを有しないならば、隣接シリン
ダが中間シリンダからの連続して増大する半径方向距離
において、連続して検査される。この判定に続いて、中
間シリンダの次の半径方向外側にあるシリンダを検査
し、こうしてもしそのシリンダが再生を要求するトラッ
クを有しないならば、次の半径方向内側のシリンダの検
査等が行われていく。
【００２５】マシン・ステップ１１８でシリンダを選択
した後、マシン・ステップ１１９で、選択されたシリン
ダにおけるトラック（１つまたは複数）が再生される。
この再生は、アレイの他の装置内の対応する物理トラッ
クからデータを計算し、計算したデータを選択されたト
ラック（１つまたは複数）に記憶する。再生が完了する
と、図８のアレイ・ビットマップの個々のビット位置
（１つまたは複数）は０にリセットされる。次に、マシ
ン・ステップ１２０で、パリティアレイがアイドルであ
るか、および、再生されるべきトラックがまだ存在する
か否かがチェックされる。アレイがアイドルで、パリテ
ィアレイのトラックがまだ再生を必要としているなら、
マシン・ステップ１１８および１１９を、アレイがアイ
ドルでなくなり、すべての再生が完了するまで繰り返
し、他のマシン・オペレーションを実施する。
した後、マシン・ステップ１１９で、選択されたシリン
ダにおけるトラック（１つまたは複数）が再生される。
この再生は、アレイの他の装置内の対応する物理トラッ
クからデータを計算し、計算したデータを選択されたト
ラック（１つまたは複数）に記憶する。再生が完了する
と、図８のアレイ・ビットマップの個々のビット位置
（１つまたは複数）は０にリセットされる。次に、マシ
ン・ステップ１２０で、パリティアレイがアイドルであ
るか、および、再生されるべきトラックがまだ存在する
か否かがチェックされる。アレイがアイドルで、パリテ
ィアレイのトラックがまだ再生を必要としているなら、
マシン・ステップ１１８および１１９を、アレイがアイ
ドルでなくなり、すべての再生が完了するまで繰り返
し、他のマシン・オペレーションを実施する。
【００２６】マシン・ステップ１１１が、測定時間が終
了したことを示すときは常に、可変再生速度の計算が行
われる。所望の再生速度を計算する一実施例では、マシ
ン・ステップ１２５で、パリティアレイに対するアクセ
ス数が平均されて、平均アクセス速度を得る。このよう
な平均は他の変数に影響を与えることなく、測定時間の
変更を可能にする。平均速度はフィールド８４に記憶さ
れる。次に、アクセスタリーがマシン・ステップ１２６
でリセットされ、このようなアクセスタリーは８９で示
されるように、レジスタ８０〜８２に記憶される。マシ
ン・ステップ１２７で、再生速度が、フィールド８５〜
８８におけるアクセスタリー値と、フィールド８４の値
との比較により決定される。次に、フィールド８４の値
より最も小さい値を持つ閾値フィールド８５〜８８に対
応する再生速度は、新しい再生速度としてフィールド８
３に記憶される。Ｔ−１の再生速度が０であることを思
い起こそう。もしキュー長判定基準が用いられるなら、
キュー長（１つまたは複数）が検査され、個々のキュー
長に対応する再生速度が選択される。もちろん、アルゴ
リズム的計算はテーブル・ルックアップに代わって用い
ることができる。このような計算の結果は次の最も低い
タイムスライスまたはユニット値に丸められる。
了したことを示すときは常に、可変再生速度の計算が行
われる。所望の再生速度を計算する一実施例では、マシ
ン・ステップ１２５で、パリティアレイに対するアクセ
ス数が平均されて、平均アクセス速度を得る。このよう
な平均は他の変数に影響を与えることなく、測定時間の
変更を可能にする。平均速度はフィールド８４に記憶さ
れる。次に、アクセスタリーがマシン・ステップ１２６
でリセットされ、このようなアクセスタリーは８９で示
されるように、レジスタ８０〜８２に記憶される。マシ
ン・ステップ１２７で、再生速度が、フィールド８５〜
８８におけるアクセスタリー値と、フィールド８４の値
との比較により決定される。次に、フィールド８４の値
より最も小さい値を持つ閾値フィールド８５〜８８に対
応する再生速度は、新しい再生速度としてフィールド８
３に記憶される。Ｔ−１の再生速度が０であることを思
い起こそう。もしキュー長判定基準が用いられるなら、
キュー長（１つまたは複数）が検査され、個々のキュー
長に対応する再生速度が選択される。もちろん、アルゴ
リズム的計算はテーブル・ルックアップに代わって用い
ることができる。このような計算の結果は次の最も低い
タイムスライスまたはユニット値に丸められる。
【００２７】図１０はアイドル再生方法の一実施例を示
す。この方法へは図４から、または図５からパス１２９
を経て入る。マシン・ステップ１３０で、パリティアレ
イがアイドルであるか、およびパリティアレイにおける
トラックが再生を必要としているか否かがチェックされ
る。パリティアレイが現在アイドルでない、あるいはト
ラック再生の必要がないならば、オペレーションはパス
１３５を経て図５に示した選択方法のような呼び手に戻
る。パリティアレイがアイドルであり、かつ再生が必要
であるとき、マシン・ステップ１３１でシリンダおよび
そのトラックの１つが再生のために選択される。この選
択は前述の選択方法を用いる。選択および選択されたト
ラックまでのトランスジューサ（図示せず）のシークに
続いて、マシン・ステップ１３２で、トラック内容を再
生する。次にマシン・ステップ１３３で、パリティアレ
イが未だアイドルかどうかをチェックし、もしイエスな
ら、さらなる再生が必要でなくなるか、またはパリティ
アレイが使用中になるまで、ステップ１３１および１３
２を繰り返す。その時点で続いて他のマシン・オペレー
ションが行われる。
す。この方法へは図４から、または図５からパス１２９
を経て入る。マシン・ステップ１３０で、パリティアレ
イがアイドルであるか、およびパリティアレイにおける
トラックが再生を必要としているか否かがチェックされ
る。パリティアレイが現在アイドルでない、あるいはト
ラック再生の必要がないならば、オペレーションはパス
１３５を経て図５に示した選択方法のような呼び手に戻
る。パリティアレイがアイドルであり、かつ再生が必要
であるとき、マシン・ステップ１３１でシリンダおよび
そのトラックの１つが再生のために選択される。この選
択は前述の選択方法を用いる。選択および選択されたト
ラックまでのトランスジューサ（図示せず）のシークに
続いて、マシン・ステップ１３２で、トラック内容を再
生する。次にマシン・ステップ１３３で、パリティアレ
イが未だアイドルかどうかをチェックし、もしイエスな
ら、さらなる再生が必要でなくなるか、またはパリティ
アレイが使用中になるまで、ステップ１３１および１３
２を繰り返す。その時点で続いて他のマシン・オペレー
ションが行われる。
【００２８】図１１は日和見的再生方法を示す。トラッ
クアクセス動作がパス１３９を経て開始される。説明の
ために、次のマシン・ステップ１４０はアクセスされる
べきトラックからの読出しである。書込み，フォーマッ
ト書込み，検査，消去等のような任意のアクセス動作を
用いることができる。読出し動作であるとすると、マシ
ン・ステップ１４１で、ハードエラー（訂正不可能）が
発生したか否かを判定する。マシン・ステップ１４１の
オペレーションに含まれるのは、アクセスされたトラッ
クを含む装置が既に障害を起こしていることが知られ、
その装置に対して再生が行われている、すなわち既に進
行中であることの検出である。もし読出しがハードエラ
ーを引き起こさなかったら、すなわちどんなエラーも検
出されないか、またはエラー訂正が起こらないなら、マ
シン・ステップ１４２でリードバック・オペレーション
の質をチェックする。訂正されたエラーは繰り返されな
いので、マシン・ステップ１４２で日和見的再生方法は
呼び出されず、ＯＫであるとして、パス１４３を経て他
のオペレーションに進むことを選択する。もし、読出し
信号の質と、訂正されたエラーの種類および程度と、シ
ステム要件（アレイにおける冗長度の所望の質）等を評
価することにより判定可能な質的要件が満たされないな
ら、日和見的再生が開始される（ステップ１４２からＮ
Ｏに進む）。マシン・ステップ１４４で、ハードエラー
を検出するマシン・ステップ１４１から、またはマシン
・ステップ１４２から現在アクセス中のトラックの再生
を実施する。再生は上述の再生方法に従って行われる。
マシン・ステップ１４４でアクセスされたトラックデー
タの再生を完了すると、マシン・ステップ１４５でパリ
ティアレイがアイドルであるか否かがチェックされる。
もしパリティアレイがアイドルでないならば、他のオペ
レーションが実行される。もしパリティアレイがアイド
ルならば、マシン・ステップ１４６が次のトラックを再
生する。このような再生はシリンダおよびトラックを選
択し、続いて実際の再生方法を行うことを含んでいる。
マシン・ステップ１４５および１４６を、これ以上の再
生が必要でなくなる（ビットマップがすべて０になる）
まで、またはパリティアレイがアクティブになるまで繰
り返す。
クアクセス動作がパス１３９を経て開始される。説明の
ために、次のマシン・ステップ１４０はアクセスされる
べきトラックからの読出しである。書込み，フォーマッ
ト書込み，検査，消去等のような任意のアクセス動作を
用いることができる。読出し動作であるとすると、マシ
ン・ステップ１４１で、ハードエラー（訂正不可能）が
発生したか否かを判定する。マシン・ステップ１４１の
オペレーションに含まれるのは、アクセスされたトラッ
クを含む装置が既に障害を起こしていることが知られ、
その装置に対して再生が行われている、すなわち既に進
行中であることの検出である。もし読出しがハードエラ
ーを引き起こさなかったら、すなわちどんなエラーも検
出されないか、またはエラー訂正が起こらないなら、マ
シン・ステップ１４２でリードバック・オペレーション
の質をチェックする。訂正されたエラーは繰り返されな
いので、マシン・ステップ１４２で日和見的再生方法は
呼び出されず、ＯＫであるとして、パス１４３を経て他
のオペレーションに進むことを選択する。もし、読出し
信号の質と、訂正されたエラーの種類および程度と、シ
ステム要件（アレイにおける冗長度の所望の質）等を評
価することにより判定可能な質的要件が満たされないな
ら、日和見的再生が開始される（ステップ１４２からＮ
Ｏに進む）。マシン・ステップ１４４で、ハードエラー
を検出するマシン・ステップ１４１から、またはマシン
・ステップ１４２から現在アクセス中のトラックの再生
を実施する。再生は上述の再生方法に従って行われる。
マシン・ステップ１４４でアクセスされたトラックデー
タの再生を完了すると、マシン・ステップ１４５でパリ
ティアレイがアイドルであるか否かがチェックされる。
もしパリティアレイがアイドルでないならば、他のオペ
レーションが実行される。もしパリティアレイがアイド
ルならば、マシン・ステップ１４６が次のトラックを再
生する。このような再生はシリンダおよびトラックを選
択し、続いて実際の再生方法を行うことを含んでいる。
マシン・ステップ１４５および１４６を、これ以上の再
生が必要でなくなる（ビットマップがすべて０になる）
まで、またはパリティアレイがアクティブになるまで繰
り返す。
【００２９】本発明を好適な実施例に関して説明した
が、当業者であれば、本発明の精神および範囲から逸脱
することなく、変形，変更が可能なことは明らかであ
る。
が、当業者であれば、本発明の精神および範囲から逸脱
することなく、変形，変更が可能なことは明らかであ
る。
【００３０】
【発明の効果】ディスク・ドライブ・アレイにおいて、
障害の発生後も、情報処理のためにアレイを使用しつ
つ、データを再生してフォールト・トレラント状態を回
復することができる。
障害の発生後も、情報処理のためにアレイを使用しつ
つ、データを再生してフォールト・トレラント状態を回
復することができる。
【図１】本発明による情報処理システムを簡略化して示
した図である。
した図である。
【図２】図１のディスクドライブ・アレイにおける可変
速度再生の原理を示したグラフである。
速度再生の原理を示したグラフである。
【図３】図１のアレイにおけるエラーの検出および再生
のためにシステムの準備を示すマシン・オペレーション
・フローチャートである。
のためにシステムの準備を示すマシン・オペレーション
・フローチャートである。
【図４】３つの再生方法および装置のいずれか１つの作
動を示すマシン・オペレーション・フローチャートであ
る。
動を示すマシン・オペレーション・フローチャートであ
る。
【図５】再生方法および装置の選択を示す簡略化したマ
シン・オペレーション・フローチャートである。
シン・オペレーション・フローチャートである。
【図６】本発明を実施する際に用いることができるディ
スク記録表面を示す略図である。
スク記録表面を示す略図である。
【図７】本発明を実施する際に有用なデータ構造を示す
略図である。
略図である。
【図８】再生を実施するビットマップ制御を示す図であ
る。
る。
【図９】可変速度方法および装置を用いた再生を示すマ
シン・オペレーション・フローチャートである。
シン・オペレーション・フローチャートである。
【図１０】アレイ・アイドル時間方法および装置を用い
た再生を示すマシン・オペレーション・フローチャート
である。
た再生を示すマシン・オペレーション・フローチャート
である。
【図１１】日和見的再生方法および装置を用いた再生を
示すマシン・オペレーション・フローチャートである。
示すマシン・オペレーション・フローチャートである。
１０ ホストプロセッサ １１ コントローラ １２ ホスト対周辺相互接続部 １３，１４，１５ パリティアレイ １７ コントローラ対周辺装置接続部 ２０，２１，２２，２３，２４ ディスクドライブ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 デイビツド・ウイリアム・パーマー アメリカ合衆国 カリフオルニア州 サン ホセ オマイラ ドライブ 248 (72)発明者 リチヤード・スコツト・トンプソン アメリカ合衆国 カリフオルニア州 サン ホセ デアウエル ウエイ 67
Claims (10)
- 【請求項１】エラーの発生したディスクドライブを含む
複数のディスクドライブの冗長アレイ内でデータを再生
するマシン実行方法において、 前記複数のディスクドライブの１つにエラーが発生して
いることを検出および指示するステップと、 前記アレイのマシン・オペレーションの速度を測定およ
び指示するステップと、 エラーを発生したディスクドライブにより影響を受けた
データの再生速度であって、前記測定および指示された
マシン・オペレーションの速度に反比例するように予め
定められている再生速度を確立するステップと、 前記再生速度で、予め定められたディスクドライブの１
つにおいてデータを再生し、エラーを含むデータを置換
するステップと、 を含むことを特徴とする、エラーの発生したディスクド
ライブを含む複数のディスクドライブの冗長アレイ内で
データを再生するマシン実行方法。 - 【請求項２】前記ディスクドライブのアレイにおいて現
にアクセスが行われていないことを検出するステップ
と、 現にアクセスが行われていないことを検出したとき、前
記エラーを発生したディスクドライブにより影響を受け
たデータを再生するステップと、をさらに含むことを特
徴とする、請求項１記載の複数のディスクドライブの冗
長アレイ内でデータを再生するマシン実行方法。 - 【請求項３】ディスクドライブのパリティアレイのフォ
ールト・トレランスを自動的に維持するマシン実行方法
において、 前記パリティアレイのフォールト・トレランスの低下を
検出および指示するステップと、 前記パリティアレイの現情報処理動作を評価および指定
するステップと、 前記パリティアレイからフォールト・トレランスの低下
を排除するために、前記パリティアレイに対する複数の
データ再生方法を確立するステップと、 前記指定されたパリティアレイの現情報処理動作を分析
し、予め定められた低下レベル以下に、前記現情報処理
動作の性能を低下させることなく、データ再生を実施す
る前記複数の再生方法のうちの１つを選択するステップ
と、を含むことを特徴とする、ディスクドライブのパリ
ティアレイのフォールト・トレランスを自動的に維持す
るマシン実行方法。 - 【請求項４】前記評価ステップにおいて、情報処理動作
の速度を判定し、前記情報処理動作の判定された速度に
対して予め定められた逆比でデータ再生速度を選択する
ステップと、 パリティアレイ内の予め定められた数のアドレス指定可
能エラー発生データユニットに関して、前記選択された
再生速度でデータ再生を実施する可変速度再生方法とし
て、前記複数の再生方法のうちの１つを確立するステッ
プと、をさらに含むことを特徴とする、請求項３記載の
ディスクドライブのパリティアレイのフォールト・トレ
ランスを自動的に維持するマシン実行方法。 - 【請求項５】ディスクドライブのフォールト・トレラン
ト・パリティアレイにおけるフォールト・トレランスを
自動的に維持するマシン実行方法において、 パリティアレイがアイドルであることを検出するステッ
プと、 パリティアレイ・フォールト・トレランスが低下してい
ることと、データ再生の必要性とを検出するステップ
と、 データ再生の必要性を識別するステップと、 前記検出されたアイドル時間中に識別された再生の必要
のあるデータを再生するステップと、を含むことを特徴
とする、ディスクドライブのフォールト・トレラント・
パリティアレイにおけるフォールト・トレランスを自動
的に維持するマシン実行方法。 - 【請求項６】ディスクドライブのフォールト・トレラン
ト・パリティアレイにおけるフォールト・トレランスを
自動的に維持するマシン実行方法において、 フォールト・トレランスを再確立するために、個々にデ
ータ再生を必要とする前記パリティアレイの、エラーを
発生したアドレス指定可能な複数のデータユニットによ
って、前記パリティアレイのフォールト・トレランスが
低下したことを指示するステップと、 前記パリティアレイ内のアドレス指定可能なデータユニ
ットへの、データ領域アクセス動作を実行するステップ
と、 データ領域アクセスを実行する際、前記データ領域アク
セスが、データ再生を必要とする、エラーを発生したア
ドレス指定可能なデータユニットの１つにアクセスする
ことを検出および指定するステップと、 アクセス中のアドレス指定可能なデータユニットを再生
するステップと、を含むことを特徴とする、ディスクド
ライブのフォールト・トレラント・パリティアレイにお
けるフォールト・トレランスを自動的に維持するマシン
実行方法。 - 【請求項７】ディスク装置の冗長アレイを有する装置に
おいて、 データ再生を行うことを必要とする１つのディスクドラ
イブを指示することを含み、冗長アレイのフォールト・
トレランスの低下を検出および指示する再生必要性評価
手段と、 前記アレイのマシン・オペレーションの速度を測定およ
び指示するアクセス速度手段と、 前記評価手段および前記アクセス速度手段に結合され、
前記フォールト・トレランスの低下から回復させるの
に、前記アレイに対する再生の予め定められた速度を確
立および指定するために、前記指示された再生の必要性
および前記指示されたオペレーション速度に応答する再
生速度手段と、 複数のデータ再生実施手段を有し、前記再生速度手段お
よび前記再生必要性評価手段に結合され、前記複数のデ
ータ再生実施手段の予め定められた１つを用いて前記１
つのディスクドライブにおけるデータ再生を実施する再
生手段と、を備えることを特徴とする、ディスク装置の
冗長アレイを有する装置。 - 【請求項８】前記冗長アレイ内のディスクドライブへの
アクセスを制御し、前記アレイがデータ処理動作のため
に現在アクセスされていないときを検出および指示する
制御手段と、前記制御手段，前記再生速度手段，および
前記再生必要性評価手段に結合された前記再生実施手段
のうちの第１の再生実施手段であって、再生がスケジュ
ール可能であることを判定し、当該第１の再生実施手段
に対して前記冗長アレイへのアクセスを許容するように
前記制御手段を作動させ、前記予め定められた速度で、
一連の時間を置いた再生動作を実施するものと、をさら
に備えることを特徴とする、請求項７記載のディスクド
ライブの冗長アレイを有する装置。 - 【請求項９】前記冗長アレイ内のディスクドライブへの
アクセスを制御し、前記アレイがデータ処理動作のため
に現在アクセスされていないときを検出および指示する
制御手段と、 前記再生実施手段のうちの第２の再生実施手段であっ
て、前記アレイが現在アクセス中でないことを指示する
前記制御手段に結合され、アクセス中でないという前記
指示に応答して、当該第２の再生実施手段に対して前記
冗長アレイへのアクセスを許容するように前記制御手段
を作動させ、予め定められたデータ再生を開始するもの
と、をさらに備えることを特徴とする、請求項７記載の
ディスクドライブの冗長アレイを有する装置。 - 【請求項１０】前記冗長アレイ内のディスクドライブへ
のアクセスを制御し、前記アレイがデータ処理動作のた
めに現在アクセスされていないときを検出および指示す
る制御手段と、前記再生必要性評価手段および前記制御
手段に結合された前記再生実施手段のうちの第３の再生
実施手段であって、前記再生必要性評価手段により指示
されたデータ再生を必要とする前記アレイの一定の領域
に対してアクセスが行われているという指示を受け取
り、該指示に応答し、前記一定の領域を含む前記冗長ア
レイの予め定められた領域のデータ再生を実施するもの
と、を備えることを特徴とする、請求項７記載のディス
クドライブの冗長アレイを有する装置。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/717,263 US5278838A (en) | 1991-06-18 | 1991-06-18 | Recovery from errors in a redundant array of disk drives |
| US717263 | 1991-06-18 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05127839A true JPH05127839A (ja) | 1993-05-25 |
| JPH0642194B2 JPH0642194B2 (ja) | 1994-06-01 |
Family
ID=24881338
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4114910A Expired - Lifetime JPH0642194B2 (ja) | 1991-06-18 | 1992-05-07 | エラーの発生したディスクドライブを含む複数のディスクドライブの冗長アレイ内でデータを再生する方法および装置 |
Country Status (6)
| Country | Link |
|---|---|
| US (2) | US5278838A (ja) |
| EP (1) | EP0519670A3 (ja) |
| JP (1) | JPH0642194B2 (ja) |
| KR (1) | KR950005222B1 (ja) |
| BR (1) | BR9202158A (ja) |
| CA (1) | CA2066154C (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH09288546A (ja) * | 1996-04-24 | 1997-11-04 | Nec Corp | ディスクアレイ制御装置によるデータ復旧方法 |
| JP2001290746A (ja) * | 2000-03-23 | 2001-10-19 | Hewlett Packard Co <Hp> | Ｉ／ｏ要求に優先順位を与える方法 |
| US6799283B1 (en) | 1998-12-04 | 2004-09-28 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | Disk array device |
Families Citing this family (138)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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| US6604118B2 (en) | 1998-07-31 | 2003-08-05 | Network Appliance, Inc. | File system image transfer |
| AU682523B2 (en) * | 1993-07-01 | 1997-10-09 | Legent Corporation | System and method for distributed storage management on networked computer systems |
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1992
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