JPH05314660A - 記憶装置 - Google Patents
記憶装置Info
- Publication number
- JPH05314660A JPH05314660A JP4113829A JP11382992A JPH05314660A JP H05314660 A JPH05314660 A JP H05314660A JP 4113829 A JP4113829 A JP 4113829A JP 11382992 A JP11382992 A JP 11382992A JP H05314660 A JPH05314660 A JP H05314660A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- data block
- block
- logical
- faulty
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
- 238000011084 recovery Methods 0.000 claims description 27
- 238000012545 processing Methods 0.000 abstract description 40
- 238000000034 method Methods 0.000 description 38
- 238000012546 transfer Methods 0.000 description 29
- 238000007726 management method Methods 0.000 description 24
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 14
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 3
- 238000013500 data storage Methods 0.000 description 3
- 230000006866 deterioration Effects 0.000 description 3
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 3
- 238000005516 engineering process Methods 0.000 description 3
- 230000015556 catabolic process Effects 0.000 description 2
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 2
- 238000006731 degradation reaction Methods 0.000 description 2
- 230000001360 synchronised effect Effects 0.000 description 2
- 238000013519 translation Methods 0.000 description 2
- 230000000903 blocking effect Effects 0.000 description 1
- 230000002542 deteriorative effect Effects 0.000 description 1
- 238000011161 development Methods 0.000 description 1
- 230000010365 information processing Effects 0.000 description 1
- 238000012986 modification Methods 0.000 description 1
- 230000004048 modification Effects 0.000 description 1
- 239000004065 semiconductor Substances 0.000 description 1
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1008—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's in individual solid state devices
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- 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
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
- G11B20/1883—Methods for assignment of alternate areas for defective areas
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- 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
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F2003/0697—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers device management, e.g. handlers, drivers, I/O schedulers
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B2220/00—Record carriers by type
- G11B2220/20—Disc-shaped record carriers
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Quality & Reliability (AREA)
- Human Computer Interaction (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 障害データブロックの回復処理における重複
障害発生時のデータ保証と、通常の入出力処理への影響
の極小化を実現できる記憶装置を提供する。 【構成】 中央処理装置１００とディスクアレイ装置３
００との間に介在するディスクアレイ制御装置２００の
一部に不揮発メモリ２７０を設け、書き込み時に論理デ
ータを構成するデータブロックに障害が発生した時に
は、障害データブロック対応の更新データブロックを不
揮発メモリ２７０に格納するとともに、他の健全なデー
タブロックはディスクアレイ装置３００へ書き込む。ま
た、読み出し時に障害データブロックが発生した場合に
は、他の健全なデータブロックと、当該健全なデータブ
ロックの基づいて復元された復元データブロックを中央
処理装置１００に転送するとともに、復元データブロッ
クを不揮発メモリ２７０に格納する。
障害発生時のデータ保証と、通常の入出力処理への影響
の極小化を実現できる記憶装置を提供する。 【構成】 中央処理装置１００とディスクアレイ装置３
００との間に介在するディスクアレイ制御装置２００の
一部に不揮発メモリ２７０を設け、書き込み時に論理デ
ータを構成するデータブロックに障害が発生した時に
は、障害データブロック対応の更新データブロックを不
揮発メモリ２７０に格納するとともに、他の健全なデー
タブロックはディスクアレイ装置３００へ書き込む。ま
た、読み出し時に障害データブロックが発生した場合に
は、他の健全なデータブロックと、当該健全なデータブ
ロックの基づいて復元された復元データブロックを中央
処理装置１００に転送するとともに、復元データブロッ
クを不揮発メモリ２７０に格納する。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、記憶技術に関し、特
に、複数台のディスクドライブに対して並列にデータの
書き込みおよび読み出し処理を行うディスクアレイなど
に適用して有効な技術に関する。
に、複数台のディスクドライブに対して並列にデータの
書き込みおよび読み出し処理を行うディスクアレイなど
に適用して有効な技術に関する。
【０００２】
【従来の技術】たとえば、情報処理技術の分野では、半
導体技術に立脚した中央処理装置における処理速度の進
歩は著しいものがあり、これに対して、磁気ディスク装
置などの外部記憶装置は、機械的な動作を伴うという原
理上の制約から単体としてのデータ転送速度などの動作
性能の飛躍的な向上は困難である。
導体技術に立脚した中央処理装置における処理速度の進
歩は著しいものがあり、これに対して、磁気ディスク装
置などの外部記憶装置は、機械的な動作を伴うという原
理上の制約から単体としてのデータ転送速度などの動作
性能の飛躍的な向上は困難である。
【０００３】このため、たとえば、特開昭６２−２４４
８１号公報などに開示されるディスクアレイ技術が提案
されている。
８１号公報などに開示されるディスクアレイ技術が提案
されている。
【０００４】すなわち、中央処理装置などの上位装置か
ら到来する論理データを複数のデータブロックに分割す
るとともに、複数のパリティデータブロックを付加し、
これらの各データブロックの各々を複数物理ドライブに
並列に書き込み／読み出し処理を行うことにより、デー
タ転送速度の向上を実現しようとするものである。
ら到来する論理データを複数のデータブロックに分割す
るとともに、複数のパリティデータブロックを付加し、
これらの各データブロックの各々を複数物理ドライブに
並列に書き込み／読み出し処理を行うことにより、デー
タ転送速度の向上を実現しようとするものである。
【０００５】この場合、論理データを構成するデータブ
ロックおよびパリティデータブロックに対するアクセス
を高速化すべく、各物理ドライブには同期回転が掛けら
れていることが多い。論理データを構成しているデータ
ブロックのいずれかに障害が発生した場合、障害データ
ブロック以外のデータブロックとパリティブロックを同
期回転により同時にアクセスし、オンザフライで障害デ
ータブロックを復元して転送し、高速なデータ転送を実
現している。
ロックおよびパリティデータブロックに対するアクセス
を高速化すべく、各物理ドライブには同期回転が掛けら
れていることが多い。論理データを構成しているデータ
ブロックのいずれかに障害が発生した場合、障害データ
ブロック以外のデータブロックとパリティブロックを同
期回転により同時にアクセスし、オンザフライで障害デ
ータブロックを復元して転送し、高速なデータ転送を実
現している。
【０００６】なお、上記の従来技術では、障害データブ
ロックのデータ回復方法については記載されていない
が、一般的なＳＬＥＤ(Single Large Extensive Disk)
型ディスク装置では、交代ブロックを交代ブロック専用
トラック内に設けて信頼性を維持している。
ロックのデータ回復方法については記載されていない
が、一般的なＳＬＥＤ(Single Large Extensive Disk)
型ディスク装置では、交代ブロックを交代ブロック専用
トラック内に設けて信頼性を維持している。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】上記従来技術による
と、障害データブロックに対する回復処理は、 ．障害データブロックを、交代ブロック専用トラッ
ク、または同一トラック内交代エリアに割りつける。
と、障害データブロックに対する回復処理は、 ．障害データブロックを、交代ブロック専用トラッ
ク、または同一トラック内交代エリアに割りつける。
【０００８】．障害データブロックを除くデータブロ
ックと冗長データブロックを物理ドライブより読み出
す。
ックと冗長データブロックを物理ドライブより読み出
す。
【０００９】．障害データブロックを除くデータブロ
ックと冗長データブロックより障害データブロックを復
元する。
ックと冗長データブロックより障害データブロックを復
元する。
【００１０】．復元したデータブロックを交代ブロッ
クに格納する。
クに格納する。
【００１１】ということにより実現されている。このよ
うな方法を用いる従来技術では次に示すような問題があ
る。
うな方法を用いる従来技術では次に示すような問題があ
る。
【００１２】たとえば、障害データブロックを含む論理
データの冗長度が１（論理データ内のパリティデータブ
ロックが１個であり、障害データブロックを復元させる
能力が１データブロック）の時、復元データブロックを
生成し、交代ブロックを書き込むまでの間に、更に別の
データブロックに障害が起こると、データブロック２個
の障害となり、冗長度が１の論理データではデータ回復
が不可能となり、論理データの喪失となる。
データの冗長度が１（論理データ内のパリティデータブ
ロックが１個であり、障害データブロックを復元させる
能力が１データブロック）の時、復元データブロックを
生成し、交代ブロックを書き込むまでの間に、更に別の
データブロックに障害が起こると、データブロック２個
の障害となり、冗長度が１の論理データではデータ回復
が不可能となり、論理データの喪失となる。
【００１３】また、障害データブロックを含む論理デー
タの冗長度と、障害データブロック数によって判断され
るデータ喪失の危険度に関係なくデータ回復処理は同一
であり、論理データに対する信頼性にばらつきが生じ、
サブシステムとしての信頼性の低下をもたらすこととな
る。一方、データ回復処理と通常のデータ更新処理との
競合について考えてみると、上記従来技術によれば、論
理データに付加された冗長データブロックと障害データ
ブロック以外のデータブロックを対応する物理ドライブ
に格納することで上位装置に対する更新処理は終了する
が、その後に行われるデータ回復処理は障害データブロ
ック以外のデータブロックと冗長データブロックを対応
する物理ドライブから読み出し、データ復元後、当該デ
ータブロックを交代ブロックに格納する、といった動作
が必要であり、当該回復処理のために複数の物理ドライ
ブが占有されるため、通常のデータ転送がその間は行え
なくなり、サブシステムとしての性能低下となる。
タの冗長度と、障害データブロック数によって判断され
るデータ喪失の危険度に関係なくデータ回復処理は同一
であり、論理データに対する信頼性にばらつきが生じ、
サブシステムとしての信頼性の低下をもたらすこととな
る。一方、データ回復処理と通常のデータ更新処理との
競合について考えてみると、上記従来技術によれば、論
理データに付加された冗長データブロックと障害データ
ブロック以外のデータブロックを対応する物理ドライブ
に格納することで上位装置に対する更新処理は終了する
が、その後に行われるデータ回復処理は障害データブロ
ック以外のデータブロックと冗長データブロックを対応
する物理ドライブから読み出し、データ復元後、当該デ
ータブロックを交代ブロックに格納する、といった動作
が必要であり、当該回復処理のために複数の物理ドライ
ブが占有されるため、通常のデータ転送がその間は行え
なくなり、サブシステムとしての性能低下となる。
【００１４】また、論理データを構成する複数のデータ
ブロックをそれぞれの物理ドライブに同時にアクセスす
ることにより、高速転送を実現しているが、交代ブロッ
クの割り当てにより論理データを構成するデータブロッ
クの物理的な位置がずれるため、アクセス時間（ヘッド
の位置付け時間）にばらつきが発生し、性能低下につな
がる。さらに、障害データブロックが発生する毎に交代
ブロックを交代ブロックエリア分まで無制限に割り当て
ていると、別トラック，別シリンダへの割り当てとな
り、アクセス時間のばらつきはますます増大し、サブシ
ステムとしての性能低下の原因となる。
ブロックをそれぞれの物理ドライブに同時にアクセスす
ることにより、高速転送を実現しているが、交代ブロッ
クの割り当てにより論理データを構成するデータブロッ
クの物理的な位置がずれるため、アクセス時間（ヘッド
の位置付け時間）にばらつきが発生し、性能低下につな
がる。さらに、障害データブロックが発生する毎に交代
ブロックを交代ブロックエリア分まで無制限に割り当て
ていると、別トラック，別シリンダへの割り当てとな
り、アクセス時間のばらつきはますます増大し、サブシ
ステムとしての性能低下の原因となる。
【００１５】本発明の目的は、データ障害の回復処理中
に起こる重複障害によるデータ喪失を確実に防止するこ
とが可能な記憶技術を提供することにある。
に起こる重複障害によるデータ喪失を確実に防止するこ
とが可能な記憶技術を提供することにある。
【００１６】本発明の他の目的は、データ障害の回復処
理に伴う、上位装置との間のデータ転送の性能低下を防
止することが可能な記憶技術を提供することにある。
理に伴う、上位装置との間のデータ転送の性能低下を防
止することが可能な記憶技術を提供することにある。
【００１７】本発明のさらに他の目的は、交代ブロック
の割り当てに起因するアクセス性能の低下を防止するこ
とが可能な記憶技術を提供することにある。
の割り当てに起因するアクセス性能の低下を防止するこ
とが可能な記憶技術を提供することにある。
【００１８】本発明の前記ならびにその他の目的と新規
な特徴は、本明細書の記述および添付図面から明らかに
なるであろう。
な特徴は、本明細書の記述および添付図面から明らかに
なるであろう。
【００１９】
【課題を解決するための手段】本願において開示される
発明のうち、代表的なものの概要を簡単に説明すれば、
下記のとおりである。
発明のうち、代表的なものの概要を簡単に説明すれば、
下記のとおりである。
【００２０】すなわち、本発明の記憶装置は、ディスク
ドライブ装置と上位装置との間に介在するディスクドラ
イブ制御装置の一部に不揮発メモリを設け、論理データ
をディスクドライブに書き込む更新時に発生した障害デ
ータブロックに対する更新データブロックを不揮発メモ
リに格納し、当該更新データブロックの物理ドライブに
対する回復処理以前の当該論理データに対する更新処理
は、障害データブロックに対応する更新データについて
は不揮発メモリ上で更新し、不揮発メモリ上にない時
は、本処理中に更新データを不揮発メモリへ格納する、
という動作を行うものである。
ドライブ装置と上位装置との間に介在するディスクドラ
イブ制御装置の一部に不揮発メモリを設け、論理データ
をディスクドライブに書き込む更新時に発生した障害デ
ータブロックに対する更新データブロックを不揮発メモ
リに格納し、当該更新データブロックの物理ドライブに
対する回復処理以前の当該論理データに対する更新処理
は、障害データブロックに対応する更新データについて
は不揮発メモリ上で更新し、不揮発メモリ上にない時
は、本処理中に更新データを不揮発メモリへ格納する、
という動作を行うものである。
【００２１】また、論理データをディスクドライブから
読み出す時に発生した障害データブロックは、他のデー
タブロックと冗長データブロックとによって復元して不
揮発メモリに格納し、不揮発メモリ上の復元データブロ
ックを物理ドライブに格納するデータ回復処理の前に、
当該論理データに対する読み出し要求が発生した時は、
不揮発メモリに格納されている障害データブロックの復
元データブロックと、物理ドライブから読み出された他
の健全なデータブロックおよび冗長データブロックとを
上位装置に転送し、不揮発メモリ上に障害データブロッ
クの復元データブロックが無い時は、本読み出し処理中
に復元されたデータブロックを不揮発メモリに格納す
る、という動作を行うものである。
読み出す時に発生した障害データブロックは、他のデー
タブロックと冗長データブロックとによって復元して不
揮発メモリに格納し、不揮発メモリ上の復元データブロ
ックを物理ドライブに格納するデータ回復処理の前に、
当該論理データに対する読み出し要求が発生した時は、
不揮発メモリに格納されている障害データブロックの復
元データブロックと、物理ドライブから読み出された他
の健全なデータブロックおよび冗長データブロックとを
上位装置に転送し、不揮発メモリ上に障害データブロッ
クの復元データブロックが無い時は、本読み出し処理中
に復元されたデータブロックを不揮発メモリに格納す
る、という動作を行うものである。
【００２２】また、障害データブロックの発生時に、当
該障害データブロックを不揮発メモリに格納するか否か
の判断は、当該論理データの冗長度と障害データブロッ
クの発生数を比較するか、ユーザの指示によって行うよ
うにしたものである。
該障害データブロックを不揮発メモリに格納するか否か
の判断は、当該論理データの冗長度と障害データブロッ
クの発生数を比較するか、ユーザの指示によって行うよ
うにしたものである。
【００２３】また、物理ドライブにおける交代ブロック
の割り当てが完了した時点で、不揮発メモリ内の復元デ
ータブロックを当該交代ブロックに書き出す、という動
作を行うものである。
の割り当てが完了した時点で、不揮発メモリ内の復元デ
ータブロックを当該交代ブロックに書き出す、という動
作を行うものである。
【００２４】また、障害データブロックに対する交代ブ
ロックの割り当てを、ユーザの指示または自動的に制限
し、それ以上の障害データブロックが発生した場合に
は、当該物理ドライブを閉塞状態として、ドライブ交換
を促すものである。
ロックの割り当てを、ユーザの指示または自動的に制限
し、それ以上の障害データブロックが発生した場合に
は、当該物理ドライブを閉塞状態として、ドライブ交換
を促すものである。
【００２５】
【作用】上位装置からのデータ転送中に論理データの一
部に障害データブロックが発生した時、当該障害データ
ブロックの復元データブロックを不揮発メモリに格納し
ておくことにより、当該障害データブロックのデータが
物理ドライブに格納されるデータ回復までの間に当該論
理データの他のデータブロックに障害が発生した時、た
とえば当該論理データの冗長度が１だとしても、不揮発
メモリに復元データブロックが存在しているため、障害
データブロック数は１となり、論理データの復元が可能
となり、多重障害の発生時におけるデータ喪失が確実に
防止される。
部に障害データブロックが発生した時、当該障害データ
ブロックの復元データブロックを不揮発メモリに格納し
ておくことにより、当該障害データブロックのデータが
物理ドライブに格納されるデータ回復までの間に当該論
理データの他のデータブロックに障害が発生した時、た
とえば当該論理データの冗長度が１だとしても、不揮発
メモリに復元データブロックが存在しているため、障害
データブロック数は１となり、論理データの復元が可能
となり、多重障害の発生時におけるデータ喪失が確実に
防止される。
【００２６】また、たとえば、不揮発メモリへの格納
を、当該論理データの冗長度と障害データブロックの数
を比較し、両者が等しい時、すなわち、これ以上同一論
理データ内に障害データブロックが発生するとデータ喪
失となる状態の時に、実行するという判定論理を持つこ
とにより、データ喪失の危険度が記憶装置において均一
化され、信頼性が向上する。
を、当該論理データの冗長度と障害データブロックの数
を比較し、両者が等しい時、すなわち、これ以上同一論
理データ内に障害データブロックが発生するとデータ喪
失となる状態の時に、実行するという判定論理を持つこ
とにより、データ喪失の危険度が記憶装置において均一
化され、信頼性が向上する。
【００２７】また、ユーザからの指示によって、論理デ
ータファイルに対する信頼性を高く要求された時に不揮
発メモリへの格納を行うことにより、各論理データファ
イル毎に、要求された信頼性を提供することができる。
ータファイルに対する信頼性を高く要求された時に不揮
発メモリへの格納を行うことにより、各論理データファ
イル毎に、要求された信頼性を提供することができる。
【００２８】また、交代ブロック割り当て後の物理ドラ
イブに対するデータ格納処理に際して、不揮発メモリ内
の復元データブロックを対応する一つの物理ドライブに
書き込むだけでよく、他の物理ドライブは復元処理のた
めに占有されること無く、上位装置に対するサービスを
行うことができ、記憶装置の性能が向上する。
イブに対するデータ格納処理に際して、不揮発メモリ内
の復元データブロックを対応する一つの物理ドライブに
書き込むだけでよく、他の物理ドライブは復元処理のた
めに占有されること無く、上位装置に対するサービスを
行うことができ、記憶装置の性能が向上する。
【００２９】また、上記判断条件により、障害発生時
に、障害データブロックを不揮発メモリへ格納しなかっ
た論理データに対して、新たなアクセス要求が発生した
時は、当該障害データブロックに対する更新データ、ま
たは読み出し後の復元データブロックを不揮発メモリに
格納することにより、交代ブロックの割り当て後の物理
ドライブに対するデータ格納処理が、同様に１台の物理
ドライブへの書き込みによって完結するので、通常の入
出力処理と競合することがなく、性能向上となる。
に、障害データブロックを不揮発メモリへ格納しなかっ
た論理データに対して、新たなアクセス要求が発生した
時は、当該障害データブロックに対する更新データ、ま
たは読み出し後の復元データブロックを不揮発メモリに
格納することにより、交代ブロックの割り当て後の物理
ドライブに対するデータ格納処理が、同様に１台の物理
ドライブへの書き込みによって完結するので、通常の入
出力処理と競合することがなく、性能向上となる。
【００３０】また、物理ドライブにおける交代ブロック
の割り当てを制限することにより、各物理ドライブの論
理データに対するアクセス所要時間が、一定値以上長く
なることが回避され、アクセス所要時間の増大による性
能低下を防止できる。
の割り当てを制限することにより、各物理ドライブの論
理データに対するアクセス所要時間が、一定値以上長く
なることが回避され、アクセス所要時間の増大による性
能低下を防止できる。
【００３１】また、上記制限をユーザからの指示にて随
意に設定可能にすることにより、各論理データファイル
に要求された限界性能を下回らないようなデータ回復処
理を実現することができる。
意に設定可能にすることにより、各論理データファイル
に要求された限界性能を下回らないようなデータ回復処
理を実現することができる。
【００３２】
【実施例】以下、本発明の一実施例である記憶装置につ
いて、図面を参照しながら詳細に説明する。なお、本実
施例では、記憶装置の一例として、計算機システムに外
部記憶装置として組み込まれたディスクアレイ装置を例
に説明する。
いて、図面を参照しながら詳細に説明する。なお、本実
施例では、記憶装置の一例として、計算機システムに外
部記憶装置として組み込まれたディスクアレイ装置を例
に説明する。
【００３３】図２は、本実施例の記憶装置を含む計算機
システムの構成の一例を示すブロック図であり、図１
は、本実施例の記憶装置の一部をより詳細に示す概念図
である。
システムの構成の一例を示すブロック図であり、図１
は、本実施例の記憶装置の一部をより詳細に示す概念図
である。
【００３４】図２に例示したように、本実施例の計算機
システムは、中央処理装置（ＣＰＵ）１００と、ディス
クアレイ装置３００と、この両者間における情報の授受
を制御するディスクアレイ制御装置２００とを含んでい
る。
システムは、中央処理装置（ＣＰＵ）１００と、ディス
クアレイ装置３００と、この両者間における情報の授受
を制御するディスクアレイ制御装置２００とを含んでい
る。
【００３５】ディスクアレイ制御装置２００の内部構成
の一例を示したものが図１である。
の一例を示したものが図１である。
【００３６】同図において、マイクロプロセッサユニッ
ト（ＭＰＵ）２４０は、ランダムアクセスメモリ（ＲＡ
Ｍ）２５０に格納された制御プログラムを逐次デコード
しながら実行し、ディスクアレイ制御装置２００の全体
を制御している。また、ランダムアクセスメモリ２５０
内には、後述する、冗長度テーブル４００，物理ドライ
ブ構成テーブル４１０，不揮発メモリ管理テーブル４２
０，交代ブロック管理テーブル４３０，障害ブロック管
理テーブル４４０，ユーザ指示情報４５０も格納されて
いる。
ト（ＭＰＵ）２４０は、ランダムアクセスメモリ（ＲＡ
Ｍ）２５０に格納された制御プログラムを逐次デコード
しながら実行し、ディスクアレイ制御装置２００の全体
を制御している。また、ランダムアクセスメモリ２５０
内には、後述する、冗長度テーブル４００，物理ドライ
ブ構成テーブル４１０，不揮発メモリ管理テーブル４２
０，交代ブロック管理テーブル４３０，障害ブロック管
理テーブル４４０，ユーザ指示情報４５０も格納されて
いる。
【００３７】チャネル制御回路２１０は、中央処理装置
１００との間のデータ転送を制御している。ドライブ制
御回路２２０は、ディスクアレイ制御装置２００を構成
する各物理ドライブとの間のデータ転送を制御してい
る。データバッファ２３０は、チャネル制御回路２１０
と、ドライブ制御回路２２０との間に介在し、両者間で
授受されるデータを一時的に保持する動作を行う。ＥＣ
Ｃ作成回路２６０は、中央処理装置１００から到来する
論理データに対して冗長データブロックを付加し、ま
た、障害データブロックの復元を行う。
１００との間のデータ転送を制御している。ドライブ制
御回路２２０は、ディスクアレイ制御装置２００を構成
する各物理ドライブとの間のデータ転送を制御してい
る。データバッファ２３０は、チャネル制御回路２１０
と、ドライブ制御回路２２０との間に介在し、両者間で
授受されるデータを一時的に保持する動作を行う。ＥＣ
Ｃ作成回路２６０は、中央処理装置１００から到来する
論理データに対して冗長データブロックを付加し、ま
た、障害データブロックの復元を行う。
【００３８】この場合、ディスクアレイ制御装置２００
の一部には、不揮発メモリ２７０が設けられており、た
とえば、中央処理装置１００からディスクアレイ制御装
置２００に対する書き込みおよび読み出しに際して、論
理データを構成する複数のデータブロックのうち、障害
によってディスクアレイ制御装置２００に書き込めなか
った更新データブロック、およびディスクアレイ制御装
置２００から読み出せなかった障害データブロックをＥ
ＣＣ作成回路２６０で復元した復元データブロックが、
後述のような判定論理に基づいて格納される。
の一部には、不揮発メモリ２７０が設けられており、た
とえば、中央処理装置１００からディスクアレイ制御装
置２００に対する書き込みおよび読み出しに際して、論
理データを構成する複数のデータブロックのうち、障害
によってディスクアレイ制御装置２００に書き込めなか
った更新データブロック、およびディスクアレイ制御装
置２００から読み出せなかった障害データブロックをＥ
ＣＣ作成回路２６０で復元した復元データブロックが、
後述のような判定論理に基づいて格納される。
【００３９】アドレス変換機構２８０は、中央処理装置
１００から指示された論理ドライブ番号および論理デー
タアドレスを、ディスクアレイ装置３００へのアクセス
に際して、物理ドライブ番号，物理データアドレスに変
換するためのものである。
１００から指示された論理ドライブ番号および論理デー
タアドレスを、ディスクアレイ装置３００へのアクセス
に際して、物理ドライブ番号，物理データアドレスに変
換するためのものである。
【００４０】図３は、ディスクアレイ装置３００におけ
るドライブ構成の一例を示した概念図である。
るドライブ構成の一例を示した概念図である。
【００４１】データ転送制御回路３１０〜３６０は、デ
ィスクアレイ制御装置２００におけるドライブ制御回路
２２０の各々との間でデータ転送を行う。各データ転送
制御回路３１０〜３６０には、それぞれ、４台の物理ド
ライブ３１０ａ〜３１０ｄ，物理ドライブ３２０ａ〜３
２０ｄ，物理ドライブ３３０ａ〜３３０ｄ，物理ドライ
ブ３４０ａ〜３４０ｄ，物理ドライブ３５０ａ〜３５０
ｄ，物理ドライブ３６０ａ〜３６０ｄが接続されてい
る。本実施例においてはデータ転送制御回路３１０，３
２０，３３０，３４０の配下のドライブ群は、データ格
納用ドライブとして、また、データ転送制御回路３５
０，３６０の配下のドライブ群は冗長データ用ドライブ
として割り当てるものとする。また、このドライブ群
は、物理ドライブ３１０ａ〜３６０ａ，物理ドライブ３
１０ｂ〜３６０ｂ，物理ドライブ３１０ｃ〜３６０ｃ，
物理ドライブ３１０ｄ〜３６０ｄの４組の論理ドライブ
グループ（以下論理ドライブと記す）を構成し、データ
回復グループ（冗長データを付加する単位）もこれと同
様の構成をとっている。なお、これ以降、論理ドライブ
を、データ転送制御回路３１０〜３６０に近いほうから
順に、論理ドライブＬａ，論理ドライブＬｂ，論理ドラ
イブＬｃ，論理ドライブＬｄという。
ィスクアレイ制御装置２００におけるドライブ制御回路
２２０の各々との間でデータ転送を行う。各データ転送
制御回路３１０〜３６０には、それぞれ、４台の物理ド
ライブ３１０ａ〜３１０ｄ，物理ドライブ３２０ａ〜３
２０ｄ，物理ドライブ３３０ａ〜３３０ｄ，物理ドライ
ブ３４０ａ〜３４０ｄ，物理ドライブ３５０ａ〜３５０
ｄ，物理ドライブ３６０ａ〜３６０ｄが接続されてい
る。本実施例においてはデータ転送制御回路３１０，３
２０，３３０，３４０の配下のドライブ群は、データ格
納用ドライブとして、また、データ転送制御回路３５
０，３６０の配下のドライブ群は冗長データ用ドライブ
として割り当てるものとする。また、このドライブ群
は、物理ドライブ３１０ａ〜３６０ａ，物理ドライブ３
１０ｂ〜３６０ｂ，物理ドライブ３１０ｃ〜３６０ｃ，
物理ドライブ３１０ｄ〜３６０ｄの４組の論理ドライブ
グループ（以下論理ドライブと記す）を構成し、データ
回復グループ（冗長データを付加する単位）もこれと同
様の構成をとっている。なお、これ以降、論理ドライブ
を、データ転送制御回路３１０〜３６０に近いほうから
順に、論理ドライブＬａ，論理ドライブＬｂ，論理ドラ
イブＬｃ，論理ドライブＬｄという。
【００４２】次に、本実施例においてランダムアクセス
メモリ２５０に構築される前述のテーブル群について、
図４〜図９を参照しながら説明する。
メモリ２５０に構築される前述のテーブル群について、
図４〜図９を参照しながら説明する。
【００４３】図４の冗長度テーブル４００は、各論理ド
ライブ毎の冗長ドライブ数を示しており、論理ドライブ
番号４０１と当該論理ドライブ内の冗長度４０２とを対
応付けて構成される。
ライブ毎の冗長ドライブ数を示しており、論理ドライブ
番号４０１と当該論理ドライブ内の冗長度４０２とを対
応付けて構成される。
【００４４】図５の物理ドライブ構成テーブル４１０
は、各論理ドライブがどの物理ドライブによって構成さ
れているかを示しており、論理ドライブアドレス情報４
１１と、当該論理ドライブを構成している物理ドライブ
番号群４１２とを対応つけて格納している。各物理ドラ
イブ毎に、当該物理ドライブが使用可能なオンライン状
態か、使用不能の閉塞状態かを示す情報も格納されてい
る。
は、各論理ドライブがどの物理ドライブによって構成さ
れているかを示しており、論理ドライブアドレス情報４
１１と、当該論理ドライブを構成している物理ドライブ
番号群４１２とを対応つけて格納している。各物理ドラ
イブ毎に、当該物理ドライブが使用可能なオンライン状
態か、使用不能の閉塞状態かを示す情報も格納されてい
る。
【００４５】図６の不揮発メモリ管理テーブル４２０
は、不揮発メモリ２７０に格納されているデータブロッ
クのアドレス情報と、当該データブロックが格納されて
いる不揮発メモリ２７０での格納位置情報とを対応つけ
て格納するものであり、論理ドライブアドレス情報４２
１，物理ドライブアドレス情報４２２，不揮発メモリポ
インタ４２３より構成されている。
は、不揮発メモリ２７０に格納されているデータブロッ
クのアドレス情報と、当該データブロックが格納されて
いる不揮発メモリ２７０での格納位置情報とを対応つけ
て格納するものであり、論理ドライブアドレス情報４２
１，物理ドライブアドレス情報４２２，不揮発メモリポ
インタ４２３より構成されている。
【００４６】図７の交代ブロック管理テーブル４３０
は、各物理ドライブのシリンダ，トラック単位に存在す
る交代ブロック数と当該交代ブロックアドレス情報を示
しており、物理ドライブのシリンダ，トラック番号単位
に、残交代ブロック数４３１，残交代ブロックアドレス
情報４３２を持っている。
は、各物理ドライブのシリンダ，トラック単位に存在す
る交代ブロック数と当該交代ブロックアドレス情報を示
しており、物理ドライブのシリンダ，トラック番号単位
に、残交代ブロック数４３１，残交代ブロックアドレス
情報４３２を持っている。
【００４７】図８の障害ブロック管理テーブル４４０
は、各論理データ内で障害となっているデータブロック
数を示しており、論理ドライブアドレス情報４４１と、
当該論理データ内における論理データ内障害回数４４２
より構成されている。
は、各論理データ内で障害となっているデータブロック
数を示しており、論理ドライブアドレス情報４４１と、
当該論理データ内における論理データ内障害回数４４２
より構成されている。
【００４８】図９のユーザ指示情報４５０は、各論理ド
ライブに対してユーザから要求されている性能および信
頼性の程度を示すものであり、論理ドライブ毎に、性能
情報４５１と信頼性情報４５２により構成されている。
ライブに対してユーザから要求されている性能および信
頼性の程度を示すものであり、論理ドライブ毎に、性能
情報４５１と信頼性情報４５２により構成されている。
【００４９】本実施例では、ディスクアレイ制御装置２
００内のマイクロプロセッサユニット２４０が、ランダ
ムアクセスメモリ２５０に格納されている上述のような
構成の、冗長度テーブル４００，物理ドライブ構成テー
ブル４１０，不揮発メモリ管理テーブル４２０，交代ブ
ロック管理テーブル４３０，障害ブロック管理テーブル
４４０，ユーザ指示情報４５０などを参照しながら、障
害データブロックに対する最適なデータ回復方法を実行
する。
００内のマイクロプロセッサユニット２４０が、ランダ
ムアクセスメモリ２５０に格納されている上述のような
構成の、冗長度テーブル４００，物理ドライブ構成テー
ブル４１０，不揮発メモリ管理テーブル４２０，交代ブ
ロック管理テーブル４３０，障害ブロック管理テーブル
４４０，ユーザ指示情報４５０などを参照しながら、障
害データブロックに対する最適なデータ回復方法を実行
する。
【００５０】図１０は、本実施例において用いられる論
理データのデータ形式の一例を示す概念図である。
理データのデータ形式の一例を示す概念図である。
【００５１】一つの論理データ４６０は、４つの物理デ
ータブロック（以下、単にデータブロックと記す）４６
１〜４６４に分割され、さらに、二つの冗長データブロ
ック４６５，４６６が付加され、各論理ドライブを構成
する６つの物理ドライブの各々に対して並列にデータ転
送される。
ータブロック（以下、単にデータブロックと記す）４６
１〜４６４に分割され、さらに、二つの冗長データブロ
ック４６５，４６６が付加され、各論理ドライブを構成
する６つの物理ドライブの各々に対して並列にデータ転
送される。
【００５２】次に、図１１のフローチャートを参照しな
がら、中央処理装置１００からのデータ転送要求が発生
した時の動作の一例を説明する。
がら、中央処理装置１００からのデータ転送要求が発生
した時の動作の一例を説明する。
【００５３】まず、ステップ５００でアクセス範囲に既
に障害データブロックが存在するか否かを調べる。これ
は、アクセス対象の論理ドライブ番号とアドレスをキー
に障害ブロック管理テーブル４４０内の論理ドライブア
ドレス情報４４１を検索し、同一論理ドライブ番号の論
理ドライブアドレスが存在すれば、アクセス範囲内に障
害データブロックが存在する判断される。その結果、障
害データブロックが有ればステップ５１０へ、無ければ
ステップ５０１へ進む。ここでは、先にステップ５０１
以降を説明する。
に障害データブロックが存在するか否かを調べる。これ
は、アクセス対象の論理ドライブ番号とアドレスをキー
に障害ブロック管理テーブル４４０内の論理ドライブア
ドレス情報４４１を検索し、同一論理ドライブ番号の論
理ドライブアドレスが存在すれば、アクセス範囲内に障
害データブロックが存在する判断される。その結果、障
害データブロックが有ればステップ５１０へ、無ければ
ステップ５０１へ進む。ここでは、先にステップ５０１
以降を説明する。
【００５４】ステップ５０１では、まず、アドレス変換
機構２８０にて論理ドライブアドレスを物理ドライブア
ドレスに変換し、実際に中央処理装置１００からのデー
タ転送を実行する。この時、アドレス変換機構２８０
は、物理ドライブ構成テーブル４１０を参照する。
機構２８０にて論理ドライブアドレスを物理ドライブア
ドレスに変換し、実際に中央処理装置１００からのデー
タ転送を実行する。この時、アドレス変換機構２８０
は、物理ドライブ構成テーブル４１０を参照する。
【００５５】次に、障害データブロックが発生したか否
かをステップ５０２で判断し、障害が発生していない場
合には、ステップ５０３に進み、正常終了となる。
かをステップ５０２で判断し、障害が発生していない場
合には、ステップ５０３に進み、正常終了となる。
【００５６】一方、ステップ５０２で障害データブロッ
クが発生したと判明した場合には、ステップ５０４へ進
み、障害ブロック管理テーブル４４０へ障害情報を登録
する。この処理は、当該障害が発生した論理ドライブ番
号およびデータアドレスを、論理ドライブアドレス情報
４４１に存在しなければ新たに登録し、対応する論理デ
ータ内障害回数４４２を＋１することにより行われる。
これは、例えば、論理データ４６０内のデータブロック
４６１が既に障害データブロックとして登録されてお
り、今回新たにデータブロック４６２に障害が発生した
時の動作に対応する。
クが発生したと判明した場合には、ステップ５０４へ進
み、障害ブロック管理テーブル４４０へ障害情報を登録
する。この処理は、当該障害が発生した論理ドライブ番
号およびデータアドレスを、論理ドライブアドレス情報
４４１に存在しなければ新たに登録し、対応する論理デ
ータ内障害回数４４２を＋１することにより行われる。
これは、例えば、論理データ４６０内のデータブロック
４６１が既に障害データブロックとして登録されてお
り、今回新たにデータブロック４６２に障害が発生した
時の動作に対応する。
【００５７】次に、ステップ５０５にて、不揮発メモリ
２７０に当該障害データブロックを格納するか否か判断
する。これは、無条件に不揮発メモリ２７０に格納して
もよいし、ユーザの指示、またはデータ喪失の危険度に
より判断してもよい。本実施例では、データ喪失の危険
度が高い時はユーザの指示に関係なく、不揮発メモリ２
７０に対する格納動作を行い、危険度が低い時は、ユー
ザの指示により信頼性が高く要求されている論理ドライ
ブの障害データブロックについては、不揮発メモリ２７
０に格納する動作を行う。本判断は、まず、障害ブロッ
ク管理テーブル４４０にて、当該障害データブロックを
含む論理ドライブ番号，論理データアドレスを論理ドラ
イブアドレス情報４４１から求め、当該論理データ内の
障害データブロック数を、論理データ内障害回数４４２
から求める。さらに、当該論理ドライブの冗長度を、冗
長度テーブル４００内の論理ドライブ番号４０１を検索
し、対応する冗長度４０２から求める。この二つの情報
を比較し、両者が等しい時、つまり、データ回復が可能
な限界まで障害データブロックが発生してしまった時、
データ喪失の危険度が高いと判断される。また、論理デ
ータ内障害回数が冗長度よりも小さい時、つまり、さら
に同一論理データ内に障害データブロックが発生しても
データ回復が可能な時、データ喪失の危険度が低いと判
断される。この時、当該論理ドライブに対するユーザの
指示を、ユーザ指示情報４５０の信頼性情報４５２を参
照して判断する。当該信頼性情報により、当該論理ドラ
イブの信頼性を高くすることがユーザから指示されてい
る場合、不揮発メモリ２７０への格納を実行する。
２７０に当該障害データブロックを格納するか否か判断
する。これは、無条件に不揮発メモリ２７０に格納して
もよいし、ユーザの指示、またはデータ喪失の危険度に
より判断してもよい。本実施例では、データ喪失の危険
度が高い時はユーザの指示に関係なく、不揮発メモリ２
７０に対する格納動作を行い、危険度が低い時は、ユー
ザの指示により信頼性が高く要求されている論理ドライ
ブの障害データブロックについては、不揮発メモリ２７
０に格納する動作を行う。本判断は、まず、障害ブロッ
ク管理テーブル４４０にて、当該障害データブロックを
含む論理ドライブ番号，論理データアドレスを論理ドラ
イブアドレス情報４４１から求め、当該論理データ内の
障害データブロック数を、論理データ内障害回数４４２
から求める。さらに、当該論理ドライブの冗長度を、冗
長度テーブル４００内の論理ドライブ番号４０１を検索
し、対応する冗長度４０２から求める。この二つの情報
を比較し、両者が等しい時、つまり、データ回復が可能
な限界まで障害データブロックが発生してしまった時、
データ喪失の危険度が高いと判断される。また、論理デ
ータ内障害回数が冗長度よりも小さい時、つまり、さら
に同一論理データ内に障害データブロックが発生しても
データ回復が可能な時、データ喪失の危険度が低いと判
断される。この時、当該論理ドライブに対するユーザの
指示を、ユーザ指示情報４５０の信頼性情報４５２を参
照して判断する。当該信頼性情報により、当該論理ドラ
イブの信頼性を高くすることがユーザから指示されてい
る場合、不揮発メモリ２７０への格納を実行する。
【００５８】このように、ステップ５０５の判断の結
果、不揮発メモリ２７０に格納する場合にはステップ５
０６に進む。格納しない時は、以上で中央処理装置１０
０からのデータ転送処理は終了する。ステップ５０６で
は当該障害データブロックを、更新時では当該更新デー
タブロックを、読み出し時では冗長データブロックと残
りの健全なデータブロックとによって復元されたデータ
ブロックを不揮発メモリ２７０に格納する。また、不揮
発メモリ管理テーブル４２０に当該障害データブロック
の論理アドレスを論理ドライブアドレス情報４２１へ、
物理アドレス情報を物理ドライブアドレス情報４２２
へ、格納した不揮発メモリ２７０のアドレス情報を不揮
発メモリポインタ４２３に設定する。このステップ５０
６の終了後、中央処理装置１００からのデータ転送処理
は終了する。
果、不揮発メモリ２７０に格納する場合にはステップ５
０６に進む。格納しない時は、以上で中央処理装置１０
０からのデータ転送処理は終了する。ステップ５０６で
は当該障害データブロックを、更新時では当該更新デー
タブロックを、読み出し時では冗長データブロックと残
りの健全なデータブロックとによって復元されたデータ
ブロックを不揮発メモリ２７０に格納する。また、不揮
発メモリ管理テーブル４２０に当該障害データブロック
の論理アドレスを論理ドライブアドレス情報４２１へ、
物理アドレス情報を物理ドライブアドレス情報４２２
へ、格納した不揮発メモリ２７０のアドレス情報を不揮
発メモリポインタ４２３に設定する。このステップ５０
６の終了後、中央処理装置１００からのデータ転送処理
は終了する。
【００５９】次に、前記ステップ５００においてアクセ
ス範囲に障害データブロックが在ると判明した時の処理
について説明する。
ス範囲に障害データブロックが在ると判明した時の処理
について説明する。
【００６０】まず、ステップ５１０で当該障害データブ
ロックが不揮発メモリ２７０内に存在するか否かを判断
する。この判断は、当該障害データブロックの論理ドラ
イブ番号，論理データアドレスをキーに、不揮発メモリ
管理テーブル４２０内の論理ドライブアドレス情報４２
１を検索することによって行われる。
ロックが不揮発メモリ２７０内に存在するか否かを判断
する。この判断は、当該障害データブロックの論理ドラ
イブ番号，論理データアドレスをキーに、不揮発メモリ
管理テーブル４２０内の論理ドライブアドレス情報４２
１を検索することによって行われる。
【００６１】不揮発メモリ２７０に存在する時、ステッ
プ５１１に進む。ステップ５１１にて、当該処理要求が
更新処理か否かを判断し、更新処理ならばステップ５１
２へ進む。ステップ５１２にて当該障害データブロック
に対する更新データブロックは、不揮発メモリ２７０に
て更新する。この動作は、不揮発メモリ管理テーブル４
２０内の物理ドライブアドレス情報４２２にて不揮発メ
モリポインタ４２３を探し、当該障害データブロックが
格納されている不揮発メモリアドレスを求め、当該アド
レスが指し示す不揮発メモリ２７０内のエリアに当該更
新データブロックを書き込むことにより実現される。
プ５１１に進む。ステップ５１１にて、当該処理要求が
更新処理か否かを判断し、更新処理ならばステップ５１
２へ進む。ステップ５１２にて当該障害データブロック
に対する更新データブロックは、不揮発メモリ２７０に
て更新する。この動作は、不揮発メモリ管理テーブル４
２０内の物理ドライブアドレス情報４２２にて不揮発メ
モリポインタ４２３を探し、当該障害データブロックが
格納されている不揮発メモリアドレスを求め、当該アド
レスが指し示す不揮発メモリ２７０内のエリアに当該更
新データブロックを書き込むことにより実現される。
【００６２】ステップ５１１において更新処理ではない
と判明した時には、ステップ５１３に進み、ステップ５
１２と同様の手法にて障害データブロックが格納されて
いる不揮発メモリアドレスを求め、当該アドレスが指し
示すエリアの情報を読み込み、対象データブロックとし
て中央処理装置１００へ転送する。
と判明した時には、ステップ５１３に進み、ステップ５
１２と同様の手法にて障害データブロックが格納されて
いる不揮発メモリアドレスを求め、当該アドレスが指し
示すエリアの情報を読み込み、対象データブロックとし
て中央処理装置１００へ転送する。
【００６３】また、ステップ５１０において目的のデー
タブロックが不揮発メモリ２７０に存在していないと判
明した場合には、さらにステップ５１４にて、更新処理
か否かを判断し、更新処理でない場合には、ステップ５
１５に進み、障害データブロック以外の健全なデータブ
ロックと冗長データブロックにより障害データブロック
を復元し、中央処理装置１００へ転送するとともに、復
元された障害データブロックを不揮発メモリ２７０へ格
納する。ステップ５１４において更新処理であると判断
された場合には、ステップ５１６にて障害データブロッ
ク対応の更新データブロックを不揮発メモリ２７０へ格
納する。ステップ５１５，５１６における不揮発メモリ
２７０への格納手順はステップ５０６と同様である。
タブロックが不揮発メモリ２７０に存在していないと判
明した場合には、さらにステップ５１４にて、更新処理
か否かを判断し、更新処理でない場合には、ステップ５
１５に進み、障害データブロック以外の健全なデータブ
ロックと冗長データブロックにより障害データブロック
を復元し、中央処理装置１００へ転送するとともに、復
元された障害データブロックを不揮発メモリ２７０へ格
納する。ステップ５１４において更新処理であると判断
された場合には、ステップ５１６にて障害データブロッ
ク対応の更新データブロックを不揮発メモリ２７０へ格
納する。ステップ５１５，５１６における不揮発メモリ
２７０への格納手順はステップ５０６と同様である。
【００６４】次に、図１２のフローチャートにより、交
代ブロックを割り当て、データ回復を行う処理の一例に
ついて説明する。
代ブロックを割り当て、データ回復を行う処理の一例に
ついて説明する。
【００６５】まず、ステップ６００にて同一トラック内
に交代ブロックが存在するか否かを判断する。この判断
は、交代ブロック管理テーブル４３０で、当該障害デー
タブロックの物理ドライブ番号，シリンダ番号，トラッ
ク番号を用いて、同一トラック内の残交代ブロック数４
３１を求め、その値が０でなければ同一トラック内に交
代ブロックが在るとすることにより行われる。交代ブロ
ックが在ると判明した場合、ステップ６０１に進み、無
ければステップ６０２に進む。
に交代ブロックが存在するか否かを判断する。この判断
は、交代ブロック管理テーブル４３０で、当該障害デー
タブロックの物理ドライブ番号，シリンダ番号，トラッ
ク番号を用いて、同一トラック内の残交代ブロック数４
３１を求め、その値が０でなければ同一トラック内に交
代ブロックが在るとすることにより行われる。交代ブロ
ックが在ると判明した場合、ステップ６０１に進み、無
ければステップ６０２に進む。
【００６６】ステップ６０１では、交代ブロックの割り
付けを行う。この動作は、交代ブロック管理テーブル４
３０の残交代ブロックアドレス情報４３２の中の一つを
当該障害データブロック用の交代ブロックとして割りつ
けるためにアドレス情報を削除し、残交代ブロック数４
３１を−１することにより行われる。また、こうして得
られた交代ブロック割り付け情報は、当該物理ドライブ
へ指示を出し、各物理ドライブ内で記憶させてもよい
し、データ転送制御回路内で記憶しておいてもよい。本
実施例の場合には、物理ドライブにて記憶するものとす
る。
付けを行う。この動作は、交代ブロック管理テーブル４
３０の残交代ブロックアドレス情報４３２の中の一つを
当該障害データブロック用の交代ブロックとして割りつ
けるためにアドレス情報を削除し、残交代ブロック数４
３１を−１することにより行われる。また、こうして得
られた交代ブロック割り付け情報は、当該物理ドライブ
へ指示を出し、各物理ドライブ内で記憶させてもよい
し、データ転送制御回路内で記憶しておいてもよい。本
実施例の場合には、物理ドライブにて記憶するものとす
る。
【００６７】次に、ステップ６０３にて、不揮発メモリ
２７０上に障害データブロック（に対応した更新データ
ブロックまたは復元データブロック）があるか否かを判
断する。その結果、不揮発メモリ２７０上に存在すると
判明した場合には、ステップ６０４へ進む。ステップ６
０４では、不揮発メモリ２７０内の当該障害データブロ
ックに対する復元データブロックまたは更新データブロ
ックを物理ドライブの交代ブロックへ書き込む。当該書
き込み対象の物理ドライブが、たとえば、図３の３２０
ａだとすると、データ転送制御回路３２０の配下の他の
物理ドライブ３２０ｂ〜３２０ｄにはアクセス不可能だ
が、他のデータ転送制御回路３１０，３３０，３４０，
３５０，３６０の配下の物理ドライブにたいしてはアク
セスが可能である。
２７０上に障害データブロック（に対応した更新データ
ブロックまたは復元データブロック）があるか否かを判
断する。その結果、不揮発メモリ２７０上に存在すると
判明した場合には、ステップ６０４へ進む。ステップ６
０４では、不揮発メモリ２７０内の当該障害データブロ
ックに対する復元データブロックまたは更新データブロ
ックを物理ドライブの交代ブロックへ書き込む。当該書
き込み対象の物理ドライブが、たとえば、図３の３２０
ａだとすると、データ転送制御回路３２０の配下の他の
物理ドライブ３２０ｂ〜３２０ｄにはアクセス不可能だ
が、他のデータ転送制御回路３１０，３３０，３４０，
３５０，３６０の配下の物理ドライブにたいしてはアク
セスが可能である。
【００６８】ステップ６０３に戻り、不揮発メモリ２７
０上に存在しないと判明した場合には、ステップ６０５
に進む。このステップ６０５では当該障害データブロッ
ク以外の残りのデータを、データバッファ２３０へ読み
込む処理を行う。例えば、論理データ４６０の各データ
ブロック４６１〜４６４および冗長データブロック４６
５，４６６が論理ドライブＬａを構成する物理ドライブ
３１０ａ〜３６０ａの各々に格納されており、データブ
ロック４６２が障害データブロックとなった時、各物理
ドライブ３１０ａ，３３０ａ，３４０ａ，３５０ａ，３
６０ａの各々から、データブロック４６１，４６３，４
６４および冗長データブロック４６５，４６６をそれぞ
れ読み出し、データバッファ２３０へ格納する。その
後、ステップ６０６にて、障害データブロックの復元を
行う。この復元動作は、データバッファ２３０に格納さ
れているデータブロック４６１，４６３，４６４および
冗長データブロック４６５，４６６を基に、ＥＣＣ作成
回路２６０がデータブロック４６２を生成し、データバ
ッファ２３０に格納することで行われる。さらに、ステ
ップ６０７にて、復元されたデータブロック４６２を物
理ドライブ３２０ａの交代ブロックへ格納し、データ回
復処理が終了する。
０上に存在しないと判明した場合には、ステップ６０５
に進む。このステップ６０５では当該障害データブロッ
ク以外の残りのデータを、データバッファ２３０へ読み
込む処理を行う。例えば、論理データ４６０の各データ
ブロック４６１〜４６４および冗長データブロック４６
５，４６６が論理ドライブＬａを構成する物理ドライブ
３１０ａ〜３６０ａの各々に格納されており、データブ
ロック４６２が障害データブロックとなった時、各物理
ドライブ３１０ａ，３３０ａ，３４０ａ，３５０ａ，３
６０ａの各々から、データブロック４６１，４６３，４
６４および冗長データブロック４６５，４６６をそれぞ
れ読み出し、データバッファ２３０へ格納する。その
後、ステップ６０６にて、障害データブロックの復元を
行う。この復元動作は、データバッファ２３０に格納さ
れているデータブロック４６１，４６３，４６４および
冗長データブロック４６５，４６６を基に、ＥＣＣ作成
回路２６０がデータブロック４６２を生成し、データバ
ッファ２３０に格納することで行われる。さらに、ステ
ップ６０７にて、復元されたデータブロック４６２を物
理ドライブ３２０ａの交代ブロックへ格納し、データ回
復処理が終了する。
【００６９】ステップ６０５，６０６，６０７は従来の
技術であり、当該ステップの処理を実行する時には、前
述の例で示せば、障害のデータブロック４６２に対応し
たデータ転送制御回路３２０の配下の物理ドライブに関
しては中央処理装置１００からのアクセスは可能だが、
データ転送制御回路３１０，３３０，３４０，３５０，
３６０の配下の物理ドライブ群はデータ復元処理のため
のデータ転送処理のために占有され、アクセスできな
い。
技術であり、当該ステップの処理を実行する時には、前
述の例で示せば、障害のデータブロック４６２に対応し
たデータ転送制御回路３２０の配下の物理ドライブに関
しては中央処理装置１００からのアクセスは可能だが、
データ転送制御回路３１０，３３０，３４０，３５０，
３６０の配下の物理ドライブ群はデータ復元処理のため
のデータ転送処理のために占有され、アクセスできな
い。
【００７０】これに対して、本実施例の場合には、障害
データブロックの復元データブロックが不揮発メモリ２
７０に保持されているため、ステップ６０４のように、
当該復元データブロックの書き込みのために、格納対象
である物理ドライブ（この例では物理ドライブ３２０
ａ）のみが占有されるだけであり、他の物理ドライブは
通常の入出力処理要求に対応することが可能となる。す
なわち、データ回復処理と通常の入出力処理の競合が減
少し、通常の入出力処理の性能劣化を防ぐことができ
る。また、ステップ６０４を実現するために、ステップ
５０６，５１６，５１７にてデータを不揮発メモリ２７
０へ格納する論理が必要となる。これらの処理は、性能
向上だけでなく、データ喪失の危険性を下げるとともに
ファイルに要求される信頼性に基づいたデータ回復処理
が実現でき、システムとしての信頼性の向上にもつなが
っている。
データブロックの復元データブロックが不揮発メモリ２
７０に保持されているため、ステップ６０４のように、
当該復元データブロックの書き込みのために、格納対象
である物理ドライブ（この例では物理ドライブ３２０
ａ）のみが占有されるだけであり、他の物理ドライブは
通常の入出力処理要求に対応することが可能となる。す
なわち、データ回復処理と通常の入出力処理の競合が減
少し、通常の入出力処理の性能劣化を防ぐことができ
る。また、ステップ６０４を実現するために、ステップ
５０６，５１６，５１７にてデータを不揮発メモリ２７
０へ格納する論理が必要となる。これらの処理は、性能
向上だけでなく、データ喪失の危険性を下げるとともに
ファイルに要求される信頼性に基づいたデータ回復処理
が実現でき、システムとしての信頼性の向上にもつなが
っている。
【００７１】次に、ステップ６００に戻り、同一トラッ
ク内に交代ブロックエリアがないと判明した場合には、
ステップ６０２へ進む。この時、無条件に当該物理ドラ
イブを自動閉塞してもよいし、ユーザからの指示に従っ
てもよい。本実施例では、ユーザからの指示に従って動
作するものとする。予めユーザから各論理ドライブ毎に
性能に対する要求が設定されていた時、ステップ６０２
では、自動閉塞するか否かを判断する。そして、当該物
理ドライブを含む論理ドライブに対するユーザ指示情報
４５０の性能情報４５１にて、性能を高く要求されてい
る時は、ステップ６０８へ進み、そうでない時はステッ
プ６０９へ進む。
ク内に交代ブロックエリアがないと判明した場合には、
ステップ６０２へ進む。この時、無条件に当該物理ドラ
イブを自動閉塞してもよいし、ユーザからの指示に従っ
てもよい。本実施例では、ユーザからの指示に従って動
作するものとする。予めユーザから各論理ドライブ毎に
性能に対する要求が設定されていた時、ステップ６０２
では、自動閉塞するか否かを判断する。そして、当該物
理ドライブを含む論理ドライブに対するユーザ指示情報
４５０の性能情報４５１にて、性能を高く要求されてい
る時は、ステップ６０８へ進み、そうでない時はステッ
プ６０９へ進む。
【００７２】ステップ６０８では、当該物理ドライブを
自動閉塞する。この閉塞動作は、物理ドライブ構成テー
ブル４１０の物理ドライブ番号群４１２から当該物理ド
ライブを削除するとともに、冗長度テーブル４００にて
当該物理ドライブの冗長度４０２を−１することにより
実現される。自動閉塞後は、障害ドライブの交換を行
い、論理ドライブ内の交換した物理ドライブ以外の他の
物理ドライブから各論理データを構成する健全なデータ
ブロックおよび冗長データブロックを読み込み、交換し
た物理ドライブに格納されるべきデータブロックを復元
して逐次当該物理ドライブに書き込むことにより、交換
した物理ドライブのデータ回復を行う。この交換した物
理ドライブにおけるデータ回復処理は、ユーザからの指
示により随時実行してもよいし、通常のデータ入出力処
理の合間に実行してもよい。回復後は、交代ブロックを
用いていないので当該物理ドライブに格納されているデ
ータブロックを含む論理データは全て物理的な位置が揃
うため、論理ドライブを構成する物理ドライブ群の同期
動作を生かした高速なデータ転送を実現できる。また、
ステップ６０２にて、ユーザからの当該論理ドライブに
対する要求性能が高く設定されていない場合には、ステ
ップ６０９にて、交代ブロック管理テーブル４３０を参
照して他のトラック内の交代ブロックエリアを割り当て
る。この時、割り当てるトラックの残交代ブロック数４
３１から−１し、残交代ブロックアドレス情報４３２か
ら削除する。
自動閉塞する。この閉塞動作は、物理ドライブ構成テー
ブル４１０の物理ドライブ番号群４１２から当該物理ド
ライブを削除するとともに、冗長度テーブル４００にて
当該物理ドライブの冗長度４０２を−１することにより
実現される。自動閉塞後は、障害ドライブの交換を行
い、論理ドライブ内の交換した物理ドライブ以外の他の
物理ドライブから各論理データを構成する健全なデータ
ブロックおよび冗長データブロックを読み込み、交換し
た物理ドライブに格納されるべきデータブロックを復元
して逐次当該物理ドライブに書き込むことにより、交換
した物理ドライブのデータ回復を行う。この交換した物
理ドライブにおけるデータ回復処理は、ユーザからの指
示により随時実行してもよいし、通常のデータ入出力処
理の合間に実行してもよい。回復後は、交代ブロックを
用いていないので当該物理ドライブに格納されているデ
ータブロックを含む論理データは全て物理的な位置が揃
うため、論理ドライブを構成する物理ドライブ群の同期
動作を生かした高速なデータ転送を実現できる。また、
ステップ６０２にて、ユーザからの当該論理ドライブに
対する要求性能が高く設定されていない場合には、ステ
ップ６０９にて、交代ブロック管理テーブル４３０を参
照して他のトラック内の交代ブロックエリアを割り当て
る。この時、割り当てるトラックの残交代ブロック数４
３１から−１し、残交代ブロックアドレス情報４３２か
ら削除する。
【００７３】このように、ステップ６０２，６０８によ
り、交代ブロックを、自動的に、またはユーザ指示によ
り、他のトラックに割り当てないことにより、同一論理
データを構成するデータブロックや冗長データブロック
のうちの障害データブロックが、他のデータブロックと
物理的に隔たった位置に格納されることに起因するアク
セス時間の増大を防ぐことができ、物理ドライブにおけ
るデータアクセス速度、すなわちデータ転送速度などの
性能を所定のレベルに維持することができる。
り、交代ブロックを、自動的に、またはユーザ指示によ
り、他のトラックに割り当てないことにより、同一論理
データを構成するデータブロックや冗長データブロック
のうちの障害データブロックが、他のデータブロックと
物理的に隔たった位置に格納されることに起因するアク
セス時間の増大を防ぐことができ、物理ドライブにおけ
るデータアクセス速度、すなわちデータ転送速度などの
性能を所定のレベルに維持することができる。
【００７４】以上本発明者によってなされた発明を実施
例に基づき具体的に説明したが、本発明は前記実施例に
限定されるものではなく、その要旨を逸脱しない範囲で
種々変更可能であることはいうまでもない。
例に基づき具体的に説明したが、本発明は前記実施例に
限定されるものではなく、その要旨を逸脱しない範囲で
種々変更可能であることはいうまでもない。
【００７５】
【発明の効果】本願において開示される発明のうち、代
表的なものによって得られる効果を簡単に説明すれば、
以下のとおりである。
表的なものによって得られる効果を簡単に説明すれば、
以下のとおりである。
【００７６】すなわち、本発明の記憶装置によれば、復
元された障害データブロックを不揮発メモリへ格納する
ことにより、たとえばデータ回復処理中における重複障
害によるデータ喪失を防止することができる、という効
果が得られる。
元された障害データブロックを不揮発メモリへ格納する
ことにより、たとえばデータ回復処理中における重複障
害によるデータ喪失を防止することができる、という効
果が得られる。
【００７７】また、不揮発メモリに格納されている復元
された障害データブロックのみを特定の物理ドライブに
格納するという操作だけで障害データブロックの回復処
理が可能であり、他の物理ドライブの健全なデータブロ
ックの読み出しなどを行う必要がなく、回復処理に伴う
通常の入出力処理の性能低下を最小限に止めることがで
きる、という効果が得られる。
された障害データブロックのみを特定の物理ドライブに
格納するという操作だけで障害データブロックの回復処
理が可能であり、他の物理ドライブの健全なデータブロ
ックの読み出しなどを行う必要がなく、回復処理に伴う
通常の入出力処理の性能低下を最小限に止めることがで
きる、という効果が得られる。
【００７８】また、交代ブロックの割り当てを、各論理
ドライブに設定されている要求性能に応じて制限するこ
とにより、各論理ドライブにおけるデータ転送速度など
の性能を所定のレベルに維持できる、という効果が得ら
れる。
ドライブに設定されている要求性能に応じて制限するこ
とにより、各論理ドライブにおけるデータ転送速度など
の性能を所定のレベルに維持できる、という効果が得ら
れる。
【図１】本発明の一実施例である記憶装置の一部をより
詳細に示す概念図である。
詳細に示す概念図である。
【図２】本発明の一実施例である記憶装置を含む計算機
システムの構成の一例を示すブロック図である。
システムの構成の一例を示すブロック図である。
【図３】本発明の一実施例である記憶装置を構成するデ
ィスクアレイ装置におけるドライブ構成の一例を示した
概念図である。
ィスクアレイ装置におけるドライブ構成の一例を示した
概念図である。
【図４】本発明の一実施例である記憶装置において用い
られる冗長度テーブルの一例を示す概念図である。
られる冗長度テーブルの一例を示す概念図である。
【図５】本発明の一実施例である記憶装置において用い
られる物理ドライブ構成テーブルの一例を示す概念図で
ある。
られる物理ドライブ構成テーブルの一例を示す概念図で
ある。
【図６】本発明の一実施例である記憶装置において用い
られる不揮発メモリ管理テーブルの一例を示す概念図で
ある。
られる不揮発メモリ管理テーブルの一例を示す概念図で
ある。
【図７】本発明の一実施例である記憶装置において用い
られる交代ブロック管理テーブルの一例を示す概念図で
ある。
られる交代ブロック管理テーブルの一例を示す概念図で
ある。
【図８】本発明の一実施例である記憶装置において用い
られる障害ブロック管理テーブルの一例を示す概念図で
ある。
られる障害ブロック管理テーブルの一例を示す概念図で
ある。
【図９】本発明の一実施例である記憶装置において用い
られるユーザ指示情報の一例を示す概念図である。
られるユーザ指示情報の一例を示す概念図である。
【図１０】本発明の一実施例である記憶装置において用
いられる論理データのデータ形式の一例を示す概念図で
ある。
いられる論理データのデータ形式の一例を示す概念図で
ある。
【図１１】本発明の一実施例である記憶装置の作用の一
例を示すフローチャートである。
例を示すフローチャートである。
【図１２】本発明の一実施例である記憶装置の作用の一
例を示すフローチャートである。
例を示すフローチャートである。
１００ 中央処理装置（ＣＰＵ） ２００ ディスクアレイ制御装置 ２１０ チャネル制御回路 ２２０ ドライブ制御回路 ２３０ データバッファ ２４０ マイクロプロセッサユニット（ＭＰＵ） ２５０ ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ） ２６０ ＥＣＣ作成回路 ２７０ 不揮発メモリ ２８０ アドレス変換機構 ３００ ディスクアレイ装置 ３１０〜３６０ データ転送制御回路 ３１０ａ〜３１０ｄ 物理ドライブ ３２０ａ〜３２０ｄ 物理ドライブ ３３０ａ〜３３０ｄ 物理ドライブ ３４０ａ〜３４０ｄ 物理ドライブ ３５０ａ〜３５０ｄ 物理ドライブ ３６０ａ〜３６０ｄ 物理ドライブ ４００ 冗長度テーブル ４０１ 論理ドライブ番号 ４０２ 冗長度 ４１０ 物理ドライブ構成テーブル ４１１ 論理ドライブアドレス情報 ４１２ 物理ドライブ番号群 ４２０ 不揮発メモリ管理テーブル ４２１ 論理ドライブアドレス情報 ４２２ 物理ドライブアドレス情報 ４２３ 不揮発メモリポインタ ４３０ 交代ブロック管理テーブル ４３１ 残交代ブロック数 ４３２ 残交代ブロックアドレス情報 ４４０ 障害ブロック管理テーブル ４４１ 論理ドライブアドレス情報 ４４２ 論理データ内障害回数 ４５０ ユーザ指示情報 ４５１ 性能情報 ４５２ 信頼性情報 ４６０ 論理データ ４６１〜４６４ データブロック ４６５〜４６６ 冗長データブロック Ｌａ〜Ｌｄ 論理ドライブ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 内山 善弘 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所小田原工場内 (72)発明者 東落 守 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所小田原工場内 (72)発明者 川端 久善 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所小田原工場内 (72)発明者 佐藤 孝夫 神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地 株 式会社日立製作所システム開発研究所内
Claims (7)
- 【請求項１】 複数の物理ドライブで構成される論理ド
ライブグループを複数有するディスクドライブ装置と、
前記ディスクドライブ装置と上位装置との間に介在し、
両者間における情報の授受を制御するディスクドライブ
制御装置とからなる記憶装置であって、前記ディスクド
ライブ制御装置の一部に不揮発メモリを設け、前記ディ
スクドライブ装置に対して、前記上位装置から転送され
て来た論理データを複数のデータブロックに分割し、さ
らに冗長データを付加した形式で格納する場合、前記論
理データを格納しているいずれかの前記物理ドライブの
データブロックに障害が発生した時、前記論理データか
ら冗長データを生成し、論理データを構成するデータブ
ロックのうち障害データブロックを除く残りの前記デー
タブロックと前記冗長データを前記物理ドライブへ格納
するとともに、障害データブロックに対する更新データ
ブロックを前記不揮発メモリに格納した時点で前記上位
装置に対して書き込み完了を報告し、前記論理データに
対する新たな更新要求時には、障害データブロックの更
新データブロックを不揮発メモリ上で更新し、当該論理
データ内の他の更新データブロックは、格納対象の物理
ドライブに書き込むことにより更新処理を行い、前記障
害データブロックに対する交代ブロックの割り当てが完
了した時、前記不揮発メモリに格納してある前記更新デ
ータブロックを割り当てられた前記交代ブロックに書き
込むことにより、前記物理ドライブのデータ回復を行う
ことを特徴とする記憶装置。 - 【請求項２】 複数の物理ドライブで構成される論理ド
ライブグループを複数有するディスクドライブ装置と、
前記ディスクドライブ装置と上位装置との間に介在し、
両者間における情報の授受を制御するディスクドライブ
制御装置とからなる記憶装置であって、前記ディスクド
ライブ制御装置の一部に不揮発メモリを設け、前記ディ
スクドライブ装置に対して、複数のデータブロックに分
割され、さらに冗長データを付加した形式で格納されて
いる論理データを読み出して前記上位装置に転送する
時、前記論理データを格納しているいずれかの前記物理
ドライブの前記データブロックに障害が発生した時、前
記論理データを構成する障害データブロック以外の残り
のデータブロックと冗長データにより、当該障害データ
ブロックを復元して前記上位装置に転送するとともに、
復元データブロックを前記不揮発メモリに格納してお
き、前記論理データに対する新たな読み出し要求時、当
該論理データ内の障害データブロック以外の残りのデー
タブロックは前記各物理ドライブから読み出し、前記障
害データブロックに対応するデータは、前記不揮発メモ
リに格納されている前記復元データブロックを用いて前
記上位装置に転送することにより読み出し処理を行い、
前記障害データブロックに対する交代ブロックの割り当
てが完了した時、前記不揮発メモリに格納してある前記
復元データブロックを、割り当てられた交代ブロックに
書き込むことで前記物理ドライブのデータ回復を行うこ
とを特徴とする記憶装置。 - 【請求項３】 前記障害データブロックに対する前記更
新データブロックまたは復元データブロックを前記不揮
発メモリに格納するか否かの判断を、前記論理データ内
における前記障害データブロックの数と、当該論理デー
タ内の前記冗長データブロック数による当該論理データ
の喪失の危険度に基づいて行い、当該論理データの喪失
の危険性が高い時、前記障害データブロックの前記更新
データブロックまたは復元データブロックを前記不揮発
メモリに格納することを特徴とする請求項１または２記
載の記憶装置。 - 【請求項４】 前記障害データブロックに対する前記更
新データブロックまたは復元データブロックの前記不揮
発メモリに対する格納を行うか否かの判断を、前記上位
装置にて稼働するユーザプログラムまたはオペレータの
指示によって任意に設定可能にしたことを特徴とする請
求項１または２記載の記憶装置。 - 【請求項５】 前記障害データブロックを含む前記論理
データの喪失の危険度が低い時でも、障害データブロッ
クの発生から回復までの間に当該論理データに対する前
記上位装置からの新たなアクセスが発生した場合、更新
要求時は、前記障害データブロックに対するデータブロ
ックを前記不揮発メモリに残し、読み出し要求の場合に
は、前記障害データブロック以外の残りのデータブロッ
クと冗長データブロックにより前記障害データブロック
に対応した復元データブロックを生成し、当該復元デー
タブロックを前記不揮発メモリに格納することを特徴と
する請求項１または２記載の記憶装置。 - 【請求項６】 前記各物理ドライブグループ毎に、前記
障害データブロックに対する交代ブロックの割り当て状
況を記憶する管理テーブルを設け、前記障害データブロ
ックに対する前記交代ブロックの割り当ての際、同一ト
ラック内に割り当てた交代ブロック用の領域が全て他の
障害データブロックの交代ブロックとして割り当て済み
で、同一トラック内に割り当て領域が存在しない時、当
該物理ドライブを自動的に閉塞状態とすることを特徴と
する請求項１または２記載の記憶装置。 - 【請求項７】 請求項６における前記物理ドライブの閉
塞実行の判断基準を、前記上位装置において稼働するユ
ーザプログラムまたはオペレータの指示によって設定可
能にしたことを特徴とする請求項１または２記載の記憶
装置。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11382992A JP3575811B2 (ja) | 1992-05-07 | 1992-05-07 | 記憶装置 |
| US08/057,812 US5457791A (en) | 1992-05-07 | 1993-05-07 | Storage system and method of control |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11382992A JP3575811B2 (ja) | 1992-05-07 | 1992-05-07 | 記憶装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05314660A true JPH05314660A (ja) | 1993-11-26 |
| JP3575811B2 JP3575811B2 (ja) | 2004-10-13 |
Family
ID=14622091
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP11382992A Expired - Lifetime JP3575811B2 (ja) | 1992-05-07 | 1992-05-07 | 記憶装置 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5457791A (ja) |
| JP (1) | JP3575811B2 (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0732653A2 (en) * | 1995-03-13 | 1996-09-18 | Hitachi, Ltd. | Disk array system |
| EP0706127A3 (en) * | 1994-10-05 | 2000-02-23 | Hewlett-Packard Company | Methods and system for detecting data loss in a hierarchic data storage system |
| JP2012094215A (ja) * | 2010-10-27 | 2012-05-17 | Nec Corp | ディスク装置及びその代替処理方法 |
Families Citing this family (28)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5551053A (en) * | 1994-02-28 | 1996-08-27 | Eaton Corporation | System and Method for assigning addresses to I/O devices in a control network and for verifying the assigned address of the devices |
| US5675761A (en) * | 1994-05-16 | 1997-10-07 | International Business Machines Corporation | Method and system for providing discontiguous drive support |
| US5649093A (en) * | 1995-05-22 | 1997-07-15 | Sun Microsystems, Inc. | Server disk error recovery system |
| JP3617879B2 (ja) * | 1995-09-12 | 2005-02-09 | 株式会社東芝 | 実時間ストリームサーバのディスク修復方法及びディスク修復装置 |
| US5805919A (en) * | 1995-10-05 | 1998-09-08 | Micropolis Corporation | Method and system for interleaving the distribution of data segments from different logical volumes on a single physical drive |
| US5913927A (en) * | 1995-12-15 | 1999-06-22 | Mylex Corporation | Method and apparatus for management of faulty data in a raid system |
| US6742080B1 (en) | 1996-09-06 | 2004-05-25 | Intel Corporation | Disk block allocation optimization methodology and application |
| US5802593A (en) * | 1996-09-06 | 1998-09-01 | Intel Corporation | Method and apparatus for improving disk drive performance |
| US6434663B1 (en) | 1996-09-06 | 2002-08-13 | Intel Corporation | Disk block allocation optimization methodology with accommodation for file system cluster size greater than operating system memory page size |
| US5802547A (en) * | 1996-10-15 | 1998-09-01 | International Business Machines Corporation | Data storage system with streamlined data exchange path to cached data |
| US6105117A (en) * | 1997-06-30 | 2000-08-15 | Intel Corporation | Source oriented data block relocation methodology and applications |
| US6148369A (en) * | 1997-09-30 | 2000-11-14 | Emc Corp | Method and apparatus for providing logical devices spanning several physical volumes |
| US7065050B1 (en) * | 1998-07-08 | 2006-06-20 | Broadcom Corporation | Apparatus and method for controlling data flow in a network switch |
| JP3948692B2 (ja) * | 1999-03-26 | 2007-07-25 | シャープ株式会社 | 半導体記憶装置 |
| JP4181694B2 (ja) * | 1999-07-07 | 2008-11-19 | 株式会社アドバンテスト | メモリ試験装置 |
| US6754661B1 (en) * | 1999-07-13 | 2004-06-22 | Microsoft Corporation | Hierarchical storage systems for holding evidentiary objects and methods of creating and operating upon hierarchical storage systems |
| US6681290B2 (en) | 2001-01-29 | 2004-01-20 | International Business Machines Corporation | Physical data layout to reduce seeks in a raid system |
| US7702101B2 (en) * | 2002-07-09 | 2010-04-20 | Kaleidescape, Inc. | Secure presentation of media streams in response to encrypted digital content |
| JP2004046658A (ja) | 2002-07-15 | 2004-02-12 | Hitachi Ltd | データ転送方法 |
| US8225194B2 (en) * | 2003-01-09 | 2012-07-17 | Kaleidescape, Inc. | Bookmarks and watchpoints for selection and presentation of media streams |
| WO2004070585A2 (en) | 2003-01-31 | 2004-08-19 | Kaleidescape, Inc. | Detecting collusion among multiple recipients of fingerprinted information |
| US8572104B2 (en) | 2003-04-18 | 2013-10-29 | Kaleidescape, Inc. | Sales of collections excluding those already purchased |
| US7076622B2 (en) * | 2003-09-30 | 2006-07-11 | International Business Machines Corporation | System and method for detecting and sharing common blocks in an object storage system |
| US7257732B2 (en) * | 2004-02-13 | 2007-08-14 | Kaleidescape, Inc. | Integrating content-laden media with storage system |
| JP4277873B2 (ja) * | 2006-05-23 | 2009-06-10 | 日本電気株式会社 | トランザクション処理装置、トランザクション処理方法 |
| US7984329B2 (en) * | 2007-09-04 | 2011-07-19 | International Business Machines Corporation | System and method for providing DRAM device-level repair via address remappings external to the device |
| KR100923832B1 (ko) * | 2007-12-28 | 2009-10-27 | 주식회사 하이닉스반도체 | 불휘발성 메모리 장치의 불량 여부 테스트 방법, 블록 관리방법, 소거 방법 및 프로그램 방법 |
| WO2012119410A1 (zh) | 2011-08-23 | 2012-09-13 | 华为技术有限公司 | 一种检测数据可靠性的方法和装置 |
Family Cites Families (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CA1263194A (en) * | 1985-05-08 | 1989-11-21 | W. Daniel Hillis | Storage system using multiple mechanically-driven storage units |
| US4775978A (en) * | 1987-01-12 | 1988-10-04 | Magnetic Peripherals Inc. | Data error correction system |
| USRE34100E (en) * | 1987-01-12 | 1992-10-13 | Seagate Technology, Inc. | Data error correction system |
| US5166939A (en) * | 1990-03-02 | 1992-11-24 | Micro Technology, Inc. | Data storage apparatus and method |
| US5233618A (en) * | 1990-03-02 | 1993-08-03 | Micro Technology, Inc. | Data correcting applicable to redundant arrays of independent disks |
| US5283875A (en) * | 1990-04-13 | 1994-02-01 | Digital Equipment Corporation | Method and apparatus for optimizing prefetch caching by reverse ordering of logical blocks |
| US5287363A (en) * | 1991-07-01 | 1994-02-15 | Disk Technician Corporation | System for locating and anticipating data storage media failures |
-
1992
- 1992-05-07 JP JP11382992A patent/JP3575811B2/ja not_active Expired - Lifetime
-
1993
- 1993-05-07 US US08/057,812 patent/US5457791A/en not_active Expired - Lifetime
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0706127A3 (en) * | 1994-10-05 | 2000-02-23 | Hewlett-Packard Company | Methods and system for detecting data loss in a hierarchic data storage system |
| EP0732653A2 (en) * | 1995-03-13 | 1996-09-18 | Hitachi, Ltd. | Disk array system |
| EP0732653A3 (en) * | 1995-03-13 | 2000-08-23 | Hitachi, Ltd. | Disk array system |
| JP2012094215A (ja) * | 2010-10-27 | 2012-05-17 | Nec Corp | ディスク装置及びその代替処理方法 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP3575811B2 (ja) | 2004-10-13 |
| US5457791A (en) | 1995-10-10 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JPH05314660A (ja) | 記憶装置 | |
| JP4821448B2 (ja) | Ｒａｉｄコントローラおよびｒａｉｄ装置 | |
| US5566316A (en) | Method and apparatus for hierarchical management of data storage elements in an array storage device | |
| KR100275900B1 (ko) | 알에이아이디 서브시스템에 있어서 분할패러티 예비 디스크 구현방법 | |
| US7330932B2 (en) | Disk array with spare logic drive created from space physical drives | |
| JP3358687B2 (ja) | ディスクアレイ装置 | |
| US5734812A (en) | Storage unit with parity generation function and storage systems using storage unit with parity generation analyzation | |
| EP0497067A1 (en) | High performance data storage system and method | |
| JP2008204041A (ja) | ストレージ装置及びデータ配置制御方法 | |
| JP2003131817A (ja) | Ｒａｉｄ論理ドライブ・マイグレーションにおいてデータをマイグレーションするための方法及びシステム | |
| JP4884721B2 (ja) | 記憶装置のフォーマットを不要としたストレージシステム及び記憶制御方法 | |
| US5875460A (en) | Disk array subsystem and data generation method therefor | |
| JP2005099995A (ja) | 磁気ディスク装置のディスク共有方法及びシステム | |
| EP0303856B1 (en) | Method and apparatus for maintaining duplex-paired devices by means of a dual copy function | |
| JPH07261945A (ja) | ディスクアレイ装置およびディスクアレイの区分け方法 | |
| JPH08286844A (ja) | パリティ生成制御方法およびディスク制御装置 | |
| KR19980047273A (ko) | 레이드 레벨 5 시스템에서 캐쉬 관리 방법 | |
| JP2000047832A (ja) | ディスクアレイ装置、及びそのデータ制御方法 | |
| JPH06119125A (ja) | ディスクアレイ装置 | |
| JP3236166B2 (ja) | キャッシュ制御方法および情報処理装置 | |
| JP3250859B2 (ja) | ディスクアレイ装置、コンピュータシステム及びデータ記憶装置 | |
| JP3202550B2 (ja) | ディスクアレイサブシステム | |
| JP3584665B2 (ja) | 可搬媒体を用いたライブラリ記憶装置 | |
| JPH06274282A (ja) | 磁気記録装置 | |
| JP2002175157A (ja) | ディスクアレイ装置 |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20031216 |
|
| A521 | Request for written amendment filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20040216 |
|
| A911 | Transfer to examiner for re-examination before appeal (zenchi) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A911 Effective date: 20040414 |
|
| TRDD | Decision of grant or rejection written | ||
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 Effective date: 20040629 |
|
| A61 | First payment of annual fees (during grant procedure) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A61 Effective date: 20040706 |
|
| R150 | Certificate of patent or registration of utility model |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R150 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20070716 Year of fee payment: 3 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20080716 Year of fee payment: 4 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20080716 Year of fee payment: 4 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090716 Year of fee payment: 5 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090716 Year of fee payment: 5 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20100716 Year of fee payment: 6 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20100716 Year of fee payment: 6 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20110716 Year of fee payment: 7 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20110716 Year of fee payment: 7 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20120716 Year of fee payment: 8 |
|
| EXPY | Cancellation because of completion of term |