JPH0535413A

JPH0535413A - アレイ型デイスク駆動機構システムのデータ修正／復元方法

Info

Publication number: JPH0535413A
Application number: JP3186337A
Authority: JP
Inventors: Hirotomo Nakajima; 宏知中嶋; Shunichiro Nakamura; 俊一郎中村; Makoto Sato; 佐藤　　誠
Original assignee: Mitsubishi Electric Corp
Current assignee: Mitsubishi Electric Corp
Priority date: 1991-07-25
Filing date: 1991-07-25
Publication date: 1993-02-12
Anticipated expiration: 2014-04-05
Also published as: JP2880000B2

Abstract

(57)【要約】【目的】ディスク駆動機構に故障が発生したときに、
システムを停止させずに（オンラインにより）そのデー
タ内容を予備のディスクに対し修正／復元し、元通りの
性能に戻すアレイ型ディスク駆動機構システムのデータ
修正／復元方法を得る。【構成】障害を起こしたディスク駆動機構１が出現す
ると、すぐに予備のディスク駆動機構３に切り換え、障
害を起こしていないディスク駆動機構２に対するリード
／ライト動作４は通常通りに実行する。予備のディスク
駆動機構３に対するリード／ライト動作５は復元済箇所
６と未復元箇所７との境界線８を基にして障害を起こし
ていないディスク駆動機構２から補い復元動作を進め
る。これらの制御を全てマイクロプロセッサ２４が実行
する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、電子計算機のディスク
ストレージの分野に関するものであり、特に上位コンピ
ュータとデータのやりとりを行なうアレイ型ディスク駆
動機構システムに関するものである。

【０００２】

【従来の技術】一般に、上位コンピュータとデータのや
りとりを行なうディスク駆動機構システムにおいて、使
用者がそのシステムを長時間連続して使用し続けるため
には、ディスク駆動機構が故障しにくいという信頼性と
共に、ディスクの一部が故障してアクセス不能状態にな
ったとしても、失われたディスク内のデータを何らかの
方法で再生できる能力が必要となる。また、一般に、失
われたディスクの内容を復元して再び元通りに使用でき
るようにするためには、システムを一旦停止させて内容
の復元／コピーに全力を挙げるという方法がある。しか
し、システムを停止させると、その間システムの使用者
はシステムが使えないわけであるから不利益を被ること
になる。そこで、上記の如き不利益を被らないようにす
るためにはシステムを停止させないで、即ち、オンライ
ンで内容を復元する必要がある。

【０００３】従来、このような要求に応えるものとし
て、カリフォルニア大学バークレー校（ＵＣＢ）によっ
て提唱されたＲＡＩＤ（ＲｅｄｕｎｄａｎｔＡｒｒａ
ｙｏｆＩｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅＤｉｓｋｓ）があ
り、このＲＡＩＤは、小容量で安価なディスクを多数配
列して大容量・高ＩＯＰＳを、更に、冗長性情報を持た
せることにより高信頼性を目指したものである。

【０００４】ＵＣＢの論文である“ＡＣａｓｅｆｏ
ｒＲｅｄｕｎｄａｎｔＡｒｒａｙｓｏｆＩｎｅｘ
ｐｅｎｓｉｖｅＤｉｓｋｓ（ＲＡＩＤ）”，Ｄａｖ
ｉｄＡ．Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ，ＧａｒｔｈＧｉ
ｂｓｏｎ，ａｎｄＲａｎｄｙＨ．Ｋａｔｚ，Ｒｅｐ
ｏｒｔＮｏ．ＵＣＢ／ＣＳＤ８７／３９１，Ｄｅｃ
ｅｍｂｅｒ１９８７では、ＲＡＩＤをＲＡＩＤ１〜５
の５つのレベルに分類している。また、その具体的な実
施例として図４に示すようなアレイ型ディスク駆動機構
システムが提案されている。

【０００５】図４に示す内容は、特開平２−２３６７１
４号公報に示されたアレイ型ディスク駆動機構システム
の好適な実施例（但し、一部改変してある）として挙げ
られている。図において、２１は個々のディスク２０の
アレイを構成している。該アレイ２１は１１個の垂直な
チャネル１９を有するように配列されている。これらの
チャネル１９は各々６個のディスク２０を有する。ディ
スク２０は磁気型或いは光学型であり、アレイ２１のデ
ィスク２０へのアクセスはチャネルコントローラ１８に
より実行される。

【０００６】データバス１６上にはエラー訂正及び制御
（ＥＣＣ）エンジン１７があり、これはアレイ型ディス
ク駆動機構システム２２のソフトウェアと共にディスク
２０に格納されるデータに対し冗長性を与える。メモリ
バッファ１５はデータバス１６上に配置されており、書
き込み要求時に上位コンピュータ１３からデータが書き
込まれるとき、或いは、上位コンピュータ１３からの読
み出し要求に応じてデータがディスク２０から読み出さ
れるときに該データがメモリバッファ１５に格納され
る。また、マイクロプロセッサ（上記例においてはＲＩ
ＳＣプロセッサ）２４は、アレイディスクコントローラ
全体を制御する。

【０００７】冗長性情報は、失われたデータを再生する
ために必要なものである。この冗長性情報は、同じ冗長
グループ２３の各ブロックの排他的論理和を各ビットご
とにとることによってエラー訂正及び制御（ＥＣＣ）エ
ンジン１７で生成される。これをパリティと呼ぶ。冗長
グループ２３とはデータブロック再生のための一つの単
位である。図４の場合、１１台のディスク２０から１つ
の冗長グループ２３が構成されているので、データブロ
ックは１０個であり、それらの排他的論理和をとって生
成されたパリティが残り１台のディスク２０に存在する
ことになる。

【０００８】従って、何らかの障害によってあるディス
ク２０のデータが失われた場合、その失われたデータを
再生するのは、その他のディスク２０のデータ及びパリ
ティが判明すれば簡単なプロセスである。即ち、生き残
ったデータ及びパリティ全ての排他的論理和を各ビット
ごとにとればとい。

【０００９】また、この発明に関連する参考技術文献と
して、特開平２−１３５５５５号公報に開示されている
「障害復旧型の記憶サブシステム」がある。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】従来のアレイ型ディス
ク駆動機構システムにあっては、上記のように失われた
データの単純な再生原理について述べているが、何ら具
体的なデータの修正／復元方法については述べられてい
ないという問題点があった。

【００１１】この発明は、冗長グループ中のディスクの
１台が故障した場合においてオンラインによってディス
クを修正／復元してシステムの操作性を向上させ、メモ
リ量の削減を図り、開発／メンテナンス（保守）が容易
なアレイ型ディスク駆動機構システムのデータ修正／復
元方法を得ることを目的とする。

【００１２】

【課題を解決するための手段】この発明に係るアレイ型
ディスク駆動機構システムのデータ修正／復元方法は、
アレイ型ディスク駆動機構システムを停止させずに、オ
ンラインにより故障したディスク駆動機構のデータの修
正／復元を、前記予備のディスク駆動機構に対し復元済
箇所と未復元箇所の境界という概念を用いて行なう。即
ち、新しいアルゴリズムを用いることによって、故障し
たディスクのデータの修正／復元をオンラインにより予
備のディスクに対し実行する。

【００１３】

【作用】この発明においては、アレイディスクコントロ
ーラがディスクの異常を検知し、異常を検知されたディ
スクを予備のものと切り替え、新しいアルゴリズムを用
いることによって、故障したディスクのデータの修正／
復元をオンラインにより予備のディスクに対し実行す
る。

【００１４】

【実施例】図４は、この発明によるディスク駆動機構シ
ステムにおける一実施例の全体構成図である。これは、
従来提案されているディスク駆動機構システムと同一構
成である。図において、複数あるアレイ２１の内１つ或
いはあるアレイ２１中のディスク２０の内１つが何らか
の理由でアクセスできなくなった場合、そのディスクを
予備のものと自動的に切り替え、以下に述べる手順でデ
ータの修正／復元を実行する。

【００１５】例えば、ＲＡＩＤ５で予備のディスクを有
している場合を説明する。本アルゴリズムは図２に示す
ように、故障したディスクの内容を予備のディスク上に
アドレス順に、即ち、図において上から順番に復元して
いく。この途中で、修正／復元中のディスクに対するア
クセス命令（リード／ライト命令）が来た場合、以下の
ようにそれが修正／復元中のディスクのどの部分に来る
かで分けて処理することを特徴とする。即ち、復元済／
未復元の「境界」を基準として、アクセス命令の要求範
囲がどの位置にあるかで分けている。尚、ここでは、説
明の都合上、アレイ１つを１つの大容量のディスクと想
定し、また、アレイの数は５個と想定する。以下の第１
の実施例では「境界」という概念を用いていることを特
徴とする。

【００１６】第１に、図２に示した修正／復元中のディ
スクの復元済部分６にリード／ライト命令が来る場合を
説明する。この場合は、通常と変わらない動作になる。
まず、リードについては、例えば、図３におけるｅ４〜
ｅ７の範囲にあるデータをリードする命令が来た場合、
ｅ６のパリティを読み飛ばし、ｅ４，ｅ５，ｅ７の内容
を図４に示したメモリバッファ１５に一旦書き込み、そ
れから上位コンピュータ１３に転送する。これを「通常
リード操作」と呼ぶことにする。

【００１７】ライトについては、次のようにする。但
し、ライトすべき新しいデータ、パリティには頭にｎ
（ｎｅｗ）を付けるものとする。ライト要求のあったｅ
４〜ｅ７のデータ（パリティのｅ６は除く）を読み出
し、更に、それと同じ冗長列のパリティ、即ち、ｅ４に
対してはｂ４、ｅ５に対してはａ５、ｅ７に対してはｄ
７を各々読み出し、図４に示したメモリバッファ４に書
き込む。次に、同じ冗長列同士、即ち、ｅ４とｂ４とｎ
ｅ４、ｅ５とａ５とｎｅ５、ｅ７とｄ７とｎｅ７で各ビ
ットごとに排他的論理和をとり（この演算はエラー訂正
及び制御（ＥＣＣ）エンジン１７により実行される）、
新しいパリティｎｂ４，ｎａ５，ｎｄ７を生成し、図４
に示したメモリバッファ１５に書き込む。最後に、新し
いデータ、パリティｎｅ４，ｎｅ５，ｎｅ７，ｎｂ４，
ｎａ５，ｎｄ７を各々のディスクに書き込む。これを
「通常ライト操作」と呼ぶことにする。

【００１８】第２に、図２に示した修正／復元中のディ
スクの未復元部分７にリード／ライト命令が来る場合を
説明する。この場合は、リード／ライト要求があったデ
ータをまず復元することが必要になる。例えば、図３に
おいてｅ９〜ｅ１３にリード／ライト命令が来た場合、
各々のデータｅ９，ｅ１０，ｅ１２，ｅ１３と同じ冗長
列のデータ及びパリティ、即ち、ｅ９に対してａ９とｂ
９とｃ９とｄ９、ｅ１０に対してａ１０とｂ１０とｃ１
０とｄ１０、ｅ１２に対してａ１２とｂ１２とｃ１２と
ｄ１２、ｅ１３に対してａ１３とｂ１３とｃ１３とｄ１
３を読み出してきてメモリバッファ１５に書き込む。次
に、各冗長列で各ビット毎に排他的論理和をとり、メモ
リバッファ１５に書き込む。排他的論理和の計算はエラ
ー訂正及び制御（ＥＣＣ）エンジン１７で行なう。これ
により、要求された範囲、即ち、ｅ９〜ｅ１３の部分の
データが再生される。次に、リードの場合はこの再生さ
れたデータを上位コンピュータ１３に転送する。この再
生と転送の動作を「修正リード操作」と呼ぶことにす
る。

【００１９】ライトの場合は、上記に述べたのと同じ方
法で、即ち、同じ冗長列同士の旧データ（ｅ９〜ｅ１
３）及び新データ（ｎｅ９，ｎｅ１０，ｎｅ１２，ｎｅ
１３）及び旧パリティ（ｂ９，ａ１０，ｄ１２，ｃ１
３）により各ビットごとに排他的論理和をとり、新パリ
ティ（ｎｂ９，ｎａ１０，ｎｄ１２，ｎｃ１３）を生成
し、メモリバッファ１５に書き込む。その後、新パリテ
ィだけを各々のディスクに書き込む。再生とこの操作を
合わせて「修正ライト操作」と呼ぶことにする。ここ
で、新データを書き込まないのは「境界」という概念が
崩れるためである。

【００２０】第３に、復元済部分と未復元部分の両方に
かかる場所にリード／ライト命令が来る場合について説
明する。但し、境界線８に接して未復元部分にリード／
ライト命令が来る場合、即ち、図３でｅ８〜ｅ１２にリ
ード／ライト命令が来る場合もこちらの場合に含める。

【００２１】この実施例では、各々の場所を各々別の方
法で処理する。即ち、リード／ライト共、復元済部分は
「通常リード／ライト操作」で処理し、未復元部分は
「修正リード／ライト操作」で処理するものである。

【００２２】また、第１の実施例にあっては、上記の如
くリード／ライト共、復元済部分は「通常リード／ライ
ト操作」で処理し、未復元部分は「修正リード／ライト
操作」で処理するものであるが、第２の実施例は上記の
処理を別の方法で行なうものである。

【００２３】例えば、図３に示したｅ５〜ｅ９にリード
／ライト命令が来た場合について説明する。第２の実施
例では、ひとまずリード／ライト命令を実行しないで、
要求範囲のうち未復元部分を復元することに専念する。
つまり、ここでの例で考えると、ｅ８，ｅ９を再生して
からディスクに書き込むのである。このことによって、
復元済／未復元の境界線がｅ９の位置まで進むことにな
る。その後、ｅ９まで書き終わったところでリード／ラ
イト命令を再開する。即ち、ここでは既に復元済の場所
に対してリード／ライト命令が来ることになるから、
「通常リード／ライト操作」で処理することになる。

【００２４】また、第３の実施例も上記第１の実施例に
示した方法とは別の方法で行なう。例えば、図３のｅ５
〜ｅ９のリード／ライト命令が来た場合について説明す
ると、リード命令が来た場合、上述の第２の実施例の方
法と同じである。即ち、要求が来た部分までを復元して
から「通常リード操作」を行なうものである。

【００２５】次に、ライト命令が来た場合であるが、こ
の場合、ｅ５，ｅ７については、同じ冗長列にあるパリ
ティと共に読み出してメモリバッファ１５に格納し、ｅ
８，ｅ９についてはこれらを再生してから、同じくメモ
リバッファ１５に格納する。また、新データｎｅ５，ｎ
ｅ７，ｎｅ８，ｎｅ９，旧データｅ５，ｅ７，ｅ８，ｅ
９，旧パリティａ５，ｄ７，ｃ８，ｄ９から新パリティ
ｎａ５，ｎｄ７，ｎｃ８，ｎｂ９を同じ冗長列同士で各
ビットごとに排他的論理和をとることにより生成する。
その後、新データ、新パリティを各々ディスクに書き込
む。このことにより境界線が進むことになる。

【００２６】尚、上記各実施例においては、冗長性情報
の生成にエラー訂正及び制御（ＥＣＣ）エンジンを用い
たが、そのような回路を用いなくともソフトウェアで代
用することもできる。また、説明に用いたハードウェア
構成でなくとも、冗長性情報及び予備のディスクを有す
るアレイ型ディスク駆動機構システムであれば、この発
明を適用することができる。

【００２７】図１は、本発明の方法を用いた場合のアレ
イ型ディスク駆動機構システムの動作の概要を表す概念
図である。予備のディスク駆動機構３に対し矢印が破線
になっているのは、未復元部へのライトを考慮したため
である。

【００２８】また、図５は上記第１の実施例の動作を示
すフローチャートであり、まず、復元は終了したか否か
を判断する（Ｓ２０）。その結果、終了したと判断した
場合には処理は終了する。反対に、復元が終了していな
いと判断した場合には、次にＩ／Ｏ要求はあるか否かを
判断する（Ｓ２１）。その結果、Ｉ／Ｏ要求がないと判
断した場合には、ある単位で復元動作を実行し（Ｓ２
２）、上記ステップ２０へ戻る。反対に、Ｉ／Ｏ要求が
あると判断した場合には、復元中のディスクに対するも
のか否かを判断する（Ｓ２３）。その結果、復元中のデ
ィスクに対するものではないと判断した場合には、リー
ド或いはライトの判別を実行した（Ｓ２４）後、通常リ
ード／ライト操作を実行し（Ｓ２５）、上記ステップ２
０へ戻る。反対に、復元中のディスクに対するものであ
ると判断した場合には、ステップ２６へ進む。

【００２９】即ち、リードかライトかを判断し（Ｓ２
６）、リードであると判断した場合には、次にどの部分
へのリードかを判断する（Ｓ２７）。ここで、１の復元
済部であると判断した場合には、通常リード操作を実行
し（Ｓ２８）、上記ステップ２０へ戻る。２の未復元部
であると判断した場合には、修正リード操作を実行し
（Ｓ２９）、上記ステップ２０へ戻る。更に、３の両方
であると判断した場合には、復元済部を通常リード操作
した（Ｓ３０）後、未復元部を修正リード操作し（Ｓ３
１）、上記ステップ２０へ戻る。

【００３０】ステップ２６において、ライトであると判
断した場合には、図６に示すフローチャートに移り、ど
の部分へのライトかを判断する（Ｓ３２）。ここで、１
の復元済部であると判断した場合には、通常ライト操作
を実行し（Ｓ３３）、上記ステップ２０へ戻る。２の未
復元部であると判断した場合には、修正ライト操作を実
行し（Ｓ３４）、上記ステップ２０へ戻る。更に、３の
両方であると判断した場合には、復元済部を通常ライト
操作した（Ｓ３５）後、未復元部を修正ライト操作し
（Ｓ３６）、上記ステップ２０へ戻る。

【００３１】また、図７は上記第２の実施例の動作を示
すフローチャートであり、まず、復元は終了したか否か
を判断する（Ｓ４０）。その結果、終了したと判断した
場合には処理は終了する。反対に、復元が終了していな
いと判断した場合には、次にＩ／Ｏ要求はあるか否かを
判断する（Ｓ４１）。その結果、Ｉ／Ｏ要求がないと判
断した場合には、ある単位で復元動作を実行し（Ｓ４
２）、上記ステップ４０へ戻る。反対に、Ｉ／Ｏ要求が
あると判断した場合には、復元中のディスクに対するも
のか否かを判断する（Ｓ４３）。その結果、復元中のデ
ィスクに対するものではないと判断した場合には、リー
ド或いはライトの判別を実行した（Ｓ４４）後、通常リ
ード／ライト操作を実行し（Ｓ４５）、上記ステップ４
０へ戻る。反対に、復元中のディスクに対するものであ
ると判断した場合には、ステップ４６へ進む。

【００３２】即ち、リードかライトかを判断し（Ｓ４
６）、リードであると判断した場合には、次にどの部分
へのリードかを判断する（Ｓ４７）。ここで、１の復元
済部であると判断した場合には、通常リード操作を実行
し（Ｓ４８）、上記ステップ４０へ戻る。２の未復元部
であると判断した場合には、修正リード操作を実行し
（Ｓ４９）、上記ステップ４０へ戻る。更に、３の両方
であると判断した場合には、未復元部を復元した（Ｓ５
０）後、通常リード操作を実行し（Ｓ５１）、上記ステ
ップ４０へ戻る。

【００３３】ステップ４６において、ライトであると判
断した場合には、図８に示すフローチャートに移り、ど
の部分へのライトかを判断する（Ｓ５２）。ここで、１
の復元済部であると判断した場合には、通常ライト操作
を実行し（Ｓ５３）、上記ステップ４０へ戻る。２の未
復元部であると判断した場合には、修正ライト操作を実
行し（Ｓ５４）、上記ステップ４０へ戻る。更に、３の
両方であると判断した場合には、未復元部を復元した
（Ｓ５５）後、通常ライト操作を実行し（Ｓ５６）、上
記ステップ４０へ戻る。

【００３４】また、図９は上記第３の実施例の動作を示
すフローチャートであり、まず、復元は終了したか否か
を判断する（Ｓ６０）。その結果、終了したと判断した
場合には処理は終了する。反対に、復元が終了していな
いと判断した場合には、次にＩ／Ｏ要求はあるか否かを
判断する（Ｓ６１）。その結果、Ｉ／Ｏ要求がないと判
断した場合には、ある単位で復元動作を実行し（Ｓ６
２）、上記ステップ６０へ戻る。反対に、Ｉ／Ｏ要求が
あると判断した場合には、復元中のディスクに対するも
のか否かを判断する（Ｓ６３）。その結果、復元中のデ
ィスクに対するものではないと判断した場合には、リー
ド或いはライトの判別を実行した（Ｓ６４）後、通常リ
ード／ライト操作を実行し（Ｓ６５）、上記ステップ６
０へ戻る。反対に、復元中のディスクに対するものであ
ると判断した場合には、ステップ６６へ進む。

【００３５】即ち、リードかライトかを判断し（Ｓ６
６）、リードであると判断した場合には、次にどの部分
へのリードかを判断する（Ｓ６７）。ここで、１の復元
済部であると判断した場合には、通常リード操作を実行
し（Ｓ６８）、上記ステップ６０へ戻る。２の未復元部
であると判断した場合には、修正リード操作を実行し
（Ｓ６９）、上記ステップ６０へ戻る。更に、３の両方
であると判断した場合には、未復元部を復元した（Ｓ７
０）後、通常リード操作を実行し（Ｓ７１）、上記ステ
ップ６０へ戻る。

【００３６】ステップ６６において、ライトであると判
断した場合には、図１０に示すフローチャートに移り、
どの部分へのライトかを判断する（Ｓ７２）。ここで、
１の復元済部であると判断した場合には、通常ライト操
作を実行し（Ｓ７３）、上記ステップ６０へ戻る。２の
未復元部であると判断した場合には、修正ライト操作を
実行し（Ｓ７４）、上記ステップ６０へ戻る。更に、３
の両方であると判断した場合には、未復元部を再生した
（Ｓ７５）後、通常ライト操作を実行し（Ｓ７６）、上
記ステップ６０へ戻る。

【００３７】一方、「境界」という概念を用いない方法
も考えられる。即ち、予備のディスクにライト命令が来
たら、そのままライトしてしまうという方法である。こ
の方法では、図１１に示すように復元箇所が虫食い状態
になる。従って、虫食い型修正／復元と呼ぶことにする
が、復元済箇所と未復元箇所を複数またがってリード命
令が来た場合、その制御が複雑になる上、復元箇所の管
理のためのメモリが膨大になるという欠点がある。この
ような方法に比べ、この発明による方法は簡単明瞭なも
のとなっており、開発／メンテナンス（保守）が容易で
ある。

【００３８】

【発明の効果】以上のようにこの発明によれば、システ
ムを停止させないで、オンラインで故障を起こしたディ
スクを修正／復元することができるため、システムの操
作性を向上させることができる。

【００３９】また、復元済部分／未復元部分の境界とい
う概念を設けてそれを壊さないように修正／復元を進め
るため、復元済部分／未復元部分の管理に使われるメモ
リの量を少なくすることができ、開発／メンテナンス
（保守）が容易となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明による方法を用いた場合のアレイ型デ
ィスク駆動機構システムの動作概要を示す説明図であ
る。

【図２】この発明による方法により、ある程度まで修正
／復元が進んだディスク駆動機構を示す説明図である。

【図３】この発明の方法による修正／復元中の、或いは
修正／復元中ではないディスク駆動機構を示す説明図で
ある。

【図４】この発明によるディスク駆動機構システムの一
実施例及び従来のディスク駆動機構システムの一実施例
を示す説明図である。

【図５】この発明による第１の実施例の動作を示すフロ
ーチャートである。

【図６】この発明による第１の実施例の動作を示すフロ
ーチャートである。

【図７】この発明による第２の実施例の動作を示すフロ
ーチャートである。

【図８】この発明による第２の実施例の動作を示すフロ
ーチャートである。

【図９】この発明による第３の実施例の動作を示すフロ
ーチャートである。

【図１０】この発明による第３の実施例の動作を示すフ
ローチャートである。

【図１１】虫食い型修正／復元方法により復元中のディ
スク駆動機構システムを示す説明図である。

【符号の説明】

１障害を起こしたディスク駆動機構２障害を起こしていないディスク駆動機構３予備のディスク駆動機構４通常のリード／ライト動作５予備のディスク駆動機構に対するリード／ライト動
作６復元済箇所７未復元箇所８復元済箇所と未復元箇所の境界線９データブロック或いはパリティブロック１０修正／復元中のディスク駆動機構１１修正／復元中でないディスク駆動機構１３上位コンピュータ１５メモリバッファ１７エラー訂正及び制御（ＥＣＣ）エンジン１８チャネルコントローラ１９チャネル２０ディスク２１アレイ２４マイクロプロセッサ

─────────────────────────────────────────────────────

【手続補正書】

【提出日】平成３年９月１２日

【手続補正１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０００８

【補正方法】変更

【補正内容】

【０００８】従って、何らかの障害によってあるディス
ク２０のデータが失われた場合、その失われたデータを
再生するのは、その他のディスク２０のデータ及びパリ
ティが判明すれば簡単なプロセスである。即ち、生き残
ったデータ及びパリティ全ての排他的論理和を各ビット
ごとにとればよい。

【手続補正２】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００１９

【補正方法】変更

【補正内容】

【００１９】ライトの場合は、上記に述べたのと同じ方
法で、即ち、同じ冗長列同士の旧データ（ｅ９，ｅ１
０，ｅ１２，ｅ１３）及び新データ（ｎｅ９，ｎｅ１
０，ｎｅ１２，ｎｅ１３）及び旧パリティ（ｂ９，ａ１
０，ｄ１２，ｃ１３）により各ビットごとに排他的論理
和をとり、新パリティ（ｎｂ９，ｎａ１０，ｎｄ１２，
ｎｃ１３）を生成し、メモリバッファ１５に書き込む。
その後、新パリティだけを各々のディスクに書き込む。
再生とこの操作を合わせて「修正ライト操作」と呼ぶこ
とにする。ここで、新データを書き込まないのは「境
界」という概念が崩れるためである。

Claims

【特許請求の範囲】【請求項１】アレイ要素であるデータ、パリティをス
トアするディスク群の他に予備のディスクを有し、上位
コンピュータとデータのやりとりを行なうアレイ型ディ
スク駆動機構システムにおいて、前記アレイ型ディスク
駆動機構システムを停止させずに、オンラインにより故
障したディスク駆動機構のデータの修正／復元を、前記
予備のディスク駆動機構に対し復元済箇所と未復元箇所
の境界という概念を用いて行なうことを特徴とするアレ
イ型ディスク駆動機構システムのデータ修正／復元方
法。