JPH0612192A - 高可用度ディスク配列に関する改善 - Google Patents
高可用度ディスク配列に関する改善Info
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- JPH0612192A JPH0612192A JP5071013A JP7101393A JPH0612192A JP H0612192 A JPH0612192 A JP H0612192A JP 5071013 A JP5071013 A JP 5071013A JP 7101393 A JP7101393 A JP 7101393A JP H0612192 A JPH0612192 A JP H0612192A
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- G11C—STATIC STORES
- G11C29/00—Checking stores for correct operation ; Subsequent repair; Testing stores during standby or offline operation
- G11C29/70—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring
- G11C29/88—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring with partially good memories
-
- 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
- G06F11/1084—Degraded mode, e.g. caused by single or multiple storage removals or disk failures
-
- 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
- G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
- G06F11/1402—Saving, restoring, recovering or retrying
- G06F11/1415—Saving, restoring, recovering or retrying at system level
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F2211/00—Indexing scheme relating to details of data-processing equipment not covered by groups G06F3/00 - G06F13/00
- G06F2211/10—Indexing scheme relating to G06F11/10
- G06F2211/1002—Indexing scheme relating to G06F11/1076
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Quality & Reliability (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 ユーザデータセクタとそれに対応するパリテ
ィセクタとを有する複数のデータ記憶ディスク内のデー
タを取り扱うための方法である。 【構成】 本方法は、作動不能ユーザデータディスクの
セクタ内のユーザデータがその他のユーザデータディス
クの該当セクタ内のデータと対応パリティエントリとか
ら復元される低下モードにおいて前記複数のデータ記憶
ディスクが作動させられている時に、使用される。１つ
の作動ディスクの選択されたセクタの中に新たなデータ
を書き込む前に、パリティディスク内のパリティエント
リの代わりに、作動不能ディスクのユーザデータセクタ
内の復元ユーザデータが、対応するパリティセクタの中
に書き込まれる。動作不能ディスクを識別する情報が、
そうした操作が既に生じたことを示すために、パリティ
ディスクの特定の識別領域の中に書き込まれる。その後
で、新たなデータが作動ディスクの対応するセクタの中
に書き込まれる。
ィセクタとを有する複数のデータ記憶ディスク内のデー
タを取り扱うための方法である。 【構成】 本方法は、作動不能ユーザデータディスクの
セクタ内のユーザデータがその他のユーザデータディス
クの該当セクタ内のデータと対応パリティエントリとか
ら復元される低下モードにおいて前記複数のデータ記憶
ディスクが作動させられている時に、使用される。１つ
の作動ディスクの選択されたセクタの中に新たなデータ
を書き込む前に、パリティディスク内のパリティエント
リの代わりに、作動不能ディスクのユーザデータセクタ
内の復元ユーザデータが、対応するパリティセクタの中
に書き込まれる。動作不能ディスクを識別する情報が、
そうした操作が既に生じたことを示すために、パリティ
ディスクの特定の識別領域の中に書き込まれる。その後
で、新たなデータが作動ディスクの対応するセクタの中
に書き込まれる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、データ処理システムで
使用するための高可用度ディスクアレイ(high availabi
lity disk array)に関わり、更に特に、データ処理シス
テムの動作中に起こり得る様々なタイプの電源障害条件
を取り扱うための改善された方法に係わる。
使用するための高可用度ディスクアレイ(high availabi
lity disk array)に関わり、更に特に、データ処理シス
テムの動作中に起こり得る様々なタイプの電源障害条件
を取り扱うための改善された方法に係わる。
【０００２】
【従来の技術】そのディスクアレイのディスクの高度の
可用度を与える特定のディスクアレイシステムが、最近
になって開発されており、このシステムは「低価格ディ
スクの冗長アレイ(Redundant Array of Inexpensive Di
sks)」(RAID)と呼ばれることが多い。その特定の具体例
は「レベル５アレイ(Level 5 array) 」即ち「RAID-5デ
ィスクアレイ」と呼ばれることが多く、この具体例は、
David A. Patterson他 (Dept. of Electrical Engineer
ing and Computer Sciences, University of Californi
a, Berkeley, California)による論文「低価格ディスク
の冗長アレイ(RAID)の一事例(A Case for Redundant Ar
rays of Inexpensive Disks(RAID))」で言及されてい
る。そうしたシステムは、ホストコンピュータの要請に
応じてディスクアレイの１つ以上のディスクモジュール
にアクセスするためのインテリジェント入出力（Ｉ／
０）プロセッサを使用し、そのディスクアレイの各ディ
スクモジュールは、実効的にはホストコンピュータにと
って単一のディスク駆動機構として現れるように、その
Ｉ／０プロセッサを経由して動作するディスクドライバ
によって駆動される。１つのディスクモジュールは、例
えば、ディスクと、ディスクドライバと、電源／制御回
路を含む。或いは、この代わりに、そうしたシステムの
具体例の幾つかでは、Ｉ／０プロセッサが使用される必
要がなく、ホストコンピュータが、アレイを構成する各
ディスクモジュールと直接通信する。
可用度を与える特定のディスクアレイシステムが、最近
になって開発されており、このシステムは「低価格ディ
スクの冗長アレイ(Redundant Array of Inexpensive Di
sks)」(RAID)と呼ばれることが多い。その特定の具体例
は「レベル５アレイ(Level 5 array) 」即ち「RAID-5デ
ィスクアレイ」と呼ばれることが多く、この具体例は、
David A. Patterson他 (Dept. of Electrical Engineer
ing and Computer Sciences, University of Californi
a, Berkeley, California)による論文「低価格ディスク
の冗長アレイ(RAID)の一事例(A Case for Redundant Ar
rays of Inexpensive Disks(RAID))」で言及されてい
る。そうしたシステムは、ホストコンピュータの要請に
応じてディスクアレイの１つ以上のディスクモジュール
にアクセスするためのインテリジェント入出力（Ｉ／
０）プロセッサを使用し、そのディスクアレイの各ディ
スクモジュールは、実効的にはホストコンピュータにと
って単一のディスク駆動機構として現れるように、その
Ｉ／０プロセッサを経由して動作するディスクドライバ
によって駆動される。１つのディスクモジュールは、例
えば、ディスクと、ディスクドライバと、電源／制御回
路を含む。或いは、この代わりに、そうしたシステムの
具体例の幾つかでは、Ｉ／０プロセッサが使用される必
要がなく、ホストコンピュータが、アレイを構成する各
ディスクモジュールと直接通信する。
【０００３】例えば、５つのディスクモジュールから構
成されるアレイを含む特定のRAID-5の場合に、各々のデ
ィスクが、一般的にセクタの「ストライプ」と呼ばれ
る、５つのディスクの各ディスク内のセクタに相当する
複数の「Ｎ個の」データ記憶セクタを有する。いずれの
ストライプに関しても、そのストライプ内のセクタ領域
の80％（即ち、実際には、５ディスクアレイにおいて５
つのセクタの内の４つのセクタ）がユーザデータのため
に使用され、その20％（即ち、実際には５つのセクタの
内の１つのセクタ）が冗長データ又はパリティデータの
ために使用される。そうした冗長性の使用は、そのスト
ライプ内のユーサデータの障害の際にユーザデータの復
元を可能にする。
成されるアレイを含む特定のRAID-5の場合に、各々のデ
ィスクが、一般的にセクタの「ストライプ」と呼ばれ
る、５つのディスクの各ディスク内のセクタに相当する
複数の「Ｎ個の」データ記憶セクタを有する。いずれの
ストライプに関しても、そのストライプ内のセクタ領域
の80％（即ち、実際には、５ディスクアレイにおいて５
つのセクタの内の４つのセクタ）がユーザデータのため
に使用され、その20％（即ち、実際には５つのセクタの
内の１つのセクタ）が冗長データ又はパリティデータの
ために使用される。そうした冗長性の使用は、そのスト
ライプ内のユーサデータの障害の際にユーザデータの復
元を可能にする。
【０００４】データディスクモジュールが故障した時に
は、ストライプのパリティセクタ内で使用可能な冗長エ
ントリ又はパリティエントリと、そのストライプの中の
非故障ユーザデータセクタ内のデータとが、故障ディス
クのセクタ内にあったユーザデータが有効に復元される
ことを可能にするために使用されることが可能であり、
その結果として、故障ディスクの該当セクタ内のユーザ
データがアクセスされることが不可能である時にさえ、
そのシステムがそうした復元データを使用して動作状態
を維持することが可能である。この場合には、故障ディ
スクへのアクセスが必要とされる時に、その故障ディス
ク内のデータを復元するために余分な処理操作と従って
余分な時間とが必要とされるが故に、そのシステムは
「低下」モード(degraded mode) で動作していると称さ
れる。
は、ストライプのパリティセクタ内で使用可能な冗長エ
ントリ又はパリティエントリと、そのストライプの中の
非故障ユーザデータセクタ内のデータとが、故障ディス
クのセクタ内にあったユーザデータが有効に復元される
ことを可能にするために使用されることが可能であり、
その結果として、故障ディスクの該当セクタ内のユーザ
データがアクセスされることが不可能である時にさえ、
そのシステムがそうした復元データを使用して動作状態
を維持することが可能である。この場合には、故障ディ
スクへのアクセスが必要とされる時に、その故障ディス
ク内のデータを復元するために余分な処理操作と従って
余分な時間とが必要とされるが故に、そのシステムは
「低下」モード(degraded mode) で動作していると称さ
れる。
【０００５】しかし、そのディスクアレイが矛盾した状
態又は実際上は使用不可能な状態のままにされる幾つか
の種類の故障が生じる可能性があり、例えば、電源障害
が生じる状況が起こる可能性があり、即ち、Ｉ／０プロ
セッサ(IOP) に対する電源が故障するか、ハードウェア
欠陥の故にＩ／０プロセッサ自体が故障するか、又は、
ディスク駆動機構自体に対する電源が故障する可能性が
ある。例えば、電源障害の結果として、故障したIOP を
取り替えるために新IOP を使用することが必要とされ、
その旧IPO を新IPO に取り替え終わった後で、そのディ
スクアレイのセクタに対する書込み操作が何処で進行中
であったたかを発見することが不可能である場合には、
更に別の問題が生じる恐れがある。
態又は実際上は使用不可能な状態のままにされる幾つか
の種類の故障が生じる可能性があり、例えば、電源障害
が生じる状況が起こる可能性があり、即ち、Ｉ／０プロ
セッサ(IOP) に対する電源が故障するか、ハードウェア
欠陥の故にＩ／０プロセッサ自体が故障するか、又は、
ディスク駆動機構自体に対する電源が故障する可能性が
ある。例えば、電源障害の結果として、故障したIOP を
取り替えるために新IOP を使用することが必要とされ、
その旧IPO を新IPO に取り替え終わった後で、そのディ
スクアレイのセクタに対する書込み操作が何処で進行中
であったたかを発見することが不可能である場合には、
更に別の問題が生じる恐れがある。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】現在において設計され
ているようなRAID-5システムでは取り扱い不可能なそう
した電源障害状況を取り扱うための方法を発明すること
が望ましい。
ているようなRAID-5システムでは取り扱い不可能なそう
した電源障害状況を取り扱うための方法を発明すること
が望ましい。
【０００７】本発明は、添付図面の補助によって更に詳
細に説明されることが可能である。
細に説明されることが可能である。
【０００８】
【実施例】図６は、本発明が具体化されることが可能な
システムのブロック図である。図６に見てとれるよう
に、ディスクアレイＩ／０制御プロセッサ25が、ホスト
コンピュータ26と通信し、複数のディスクモジュール27
と通信する。このＩ／０制御プロセッサ25は、更に詳細
に後述されるような不揮発性ランダムアクセス記憶装置
(RAM) を含む。この制御プロセッサは、ディスクモジュ
ールの書込み／読取り操作を制御し、更には、そのシス
テム内で使用するための、及び、更に詳細に後述される
ようにそのシステムの故障ディスク内のデータを復元す
るための、ディスクモジュールアレイのオープン(open
up) のための操作を制御する。データ処理システムは、
複数のディスクアレイから構成されるサブシステム全体
を制御するために、単一のＩ／０制御プロセッサを使用
してもよく、又は、各々のディスクアレイが、各ディス
クアレイに関連付けられた、各ディスクアレイ自体の関
連プロセッサを有してもよい。
システムのブロック図である。図６に見てとれるよう
に、ディスクアレイＩ／０制御プロセッサ25が、ホスト
コンピュータ26と通信し、複数のディスクモジュール27
と通信する。このＩ／０制御プロセッサ25は、更に詳細
に後述されるような不揮発性ランダムアクセス記憶装置
(RAM) を含む。この制御プロセッサは、ディスクモジュ
ールの書込み／読取り操作を制御し、更には、そのシス
テム内で使用するための、及び、更に詳細に後述される
ようにそのシステムの故障ディスク内のデータを復元す
るための、ディスクモジュールアレイのオープン(open
up) のための操作を制御する。データ処理システムは、
複数のディスクアレイから構成されるサブシステム全体
を制御するために、単一のＩ／０制御プロセッサを使用
してもよく、又は、各々のディスクアレイが、各ディス
クアレイに関連付けられた、各ディスクアレイ自体の関
連プロセッサを有してもよい。
【０００９】図１を参照して説明されるような、基本的
なRAIDシステムの概念と、この基本システムにおける冗
長操作とパリティ操作の使用とを簡単に概観することよ
って、本発明が、より適切に理解されることが可能であ
る。そうした概念の理解を容易にするために、下記の説
明では、１つのアレイの個々のディスク内に記憶される
データを記述するために複雑なディジタル符号化を使用
するのではなく、そうしたデータを単に整数によって表
現するが、そうした整数は実際にはディジタル符号化さ
れたワードであるということを理解されたい。図１のア
レイは、例えば、５つのディスクを含むアレイ10を表
し、これらのディスクは、ディスクユニットＡ、Ｂ、
Ｃ、Ｄ、Ｅによって表され、各ディスクが、各ディスク
内にデータを記憶するために使用される複数のディスク
記憶セクタ11を有し、例えば、各ディスク上のセクタ
１、２、３、....Ｎが図１に概略的に特に示されてい
る。図１に示されるように、５つのディスクの各ディス
ク上のセクタ１〜Ｎの該当グループが、図示された５デ
ィスクアレイのストライプ12を表す。図１に示されるタ
イプの各ディスク上のセクタの該当グループ（図示され
ていない）が、その５ディスクアレイの他のストライプ
を表すことが可能である。
なRAIDシステムの概念と、この基本システムにおける冗
長操作とパリティ操作の使用とを簡単に概観することよ
って、本発明が、より適切に理解されることが可能であ
る。そうした概念の理解を容易にするために、下記の説
明では、１つのアレイの個々のディスク内に記憶される
データを記述するために複雑なディジタル符号化を使用
するのではなく、そうしたデータを単に整数によって表
現するが、そうした整数は実際にはディジタル符号化さ
れたワードであるということを理解されたい。図１のア
レイは、例えば、５つのディスクを含むアレイ10を表
し、これらのディスクは、ディスクユニットＡ、Ｂ、
Ｃ、Ｄ、Ｅによって表され、各ディスクが、各ディスク
内にデータを記憶するために使用される複数のディスク
記憶セクタ11を有し、例えば、各ディスク上のセクタ
１、２、３、....Ｎが図１に概略的に特に示されてい
る。図１に示されるように、５つのディスクの各ディス
ク上のセクタ１〜Ｎの該当グループが、図示された５デ
ィスクアレイのストライプ12を表す。図１に示されるタ
イプの各ディスク上のセクタの該当グループ（図示され
ていない）が、その５ディスクアレイの他のストライプ
を表すことが可能である。
【００１０】図１に示されるようなディスクアレイは、
他のディスクアレイを含む、より大きな複数ディスクア
レイサブシステム全体の一部分であってもよい。例え
ば、典型的な複数ディスクアレイサブシステムの１つ
は、その各アレイが図１に示されるような５つのディス
クを有するタイプのディスクアレイである６つのアレイ
を使用してもよく、それによって30のディスクから構成
される複数ディスクアレイサブシステムをもたらし、そ
のサブシステム全体が、適切な多重バス（例えば、公知
の「Small Computer System Interface （SCSI) 」バ
ス）又は当業者の間で既知の他の制御バスを介して、そ
の複数ディスクアレイサブシステムの各ディスクに対す
るアクセスを与えるために１つ以上のＩ／０制御プロセ
ッサに適切に接続される。本発明の理解を容易にするた
めに、図１の場合のような、単一のディスクアレイの単
一のストライプだけに関する本発明の説明が示される
が、そのアレイのその他のストライプの各々に関しても
同一の操作が行われるということを理解されたい。
他のディスクアレイを含む、より大きな複数ディスクア
レイサブシステム全体の一部分であってもよい。例え
ば、典型的な複数ディスクアレイサブシステムの１つ
は、その各アレイが図１に示されるような５つのディス
クを有するタイプのディスクアレイである６つのアレイ
を使用してもよく、それによって30のディスクから構成
される複数ディスクアレイサブシステムをもたらし、そ
のサブシステム全体が、適切な多重バス（例えば、公知
の「Small Computer System Interface （SCSI) 」バ
ス）又は当業者の間で既知の他の制御バスを介して、そ
の複数ディスクアレイサブシステムの各ディスクに対す
るアクセスを与えるために１つ以上のＩ／０制御プロセ
ッサに適切に接続される。本発明の理解を容易にするた
めに、図１の場合のような、単一のディスクアレイの単
一のストライプだけに関する本発明の説明が示される
が、そのアレイのその他のストライプの各々に関しても
同一の操作が行われるということを理解されたい。
【００１１】図１のストライプ12では、ディスクＡ、
Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅの各々のセクタ１に関して、ディスク
Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄのセクタ１内のユーザデータが各々に整
数１、２、３、４によって表されると仮定すれば、（そ
のストライプに関する「パリティ」ディスクとして使用
される）ディスクＥの該当セクタ１内のエントリは、ユ
ーザデータセクタ内のデータの合計、即ち、１＋２＋３
＋４＝10である。それらのセクタのいずれか１つのセク
タ内のデータ、例えば、故障ディスクのセクタ内のデー
タが、非故障ディスクのその他の対応する非故障セクタ
内のデータをパリティセクタ内のパリティエントリから
減算することによって復元されることが可能である。例
えば、故障ディスクがディスクＣであると仮定すると、
例えば故障ディスクＣのセクタ１内のデータ「３」を復
元することが求められる時には、従って、そうした復元
は例えば10−１−２−４＝３のような減算処理によって
行われることが可能である。
Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅの各々のセクタ１に関して、ディスク
Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄのセクタ１内のユーザデータが各々に整
数１、２、３、４によって表されると仮定すれば、（そ
のストライプに関する「パリティ」ディスクとして使用
される）ディスクＥの該当セクタ１内のエントリは、ユ
ーザデータセクタ内のデータの合計、即ち、１＋２＋３
＋４＝10である。それらのセクタのいずれか１つのセク
タ内のデータ、例えば、故障ディスクのセクタ内のデー
タが、非故障ディスクのその他の対応する非故障セクタ
内のデータをパリティセクタ内のパリティエントリから
減算することによって復元されることが可能である。例
えば、故障ディスクがディスクＣであると仮定すると、
例えば故障ディスクＣのセクタ１内のデータ「３」を復
元することが求められる時には、従って、そうした復元
は例えば10−１−２−４＝３のような減算処理によって
行われることが可能である。
【００１２】新データが特定のディスクの特定のセクタ
の中に書き込まれ終わった後に、且つ、新たなパリティ
エントリがパリティセクタの中に書き込まれることが可
能である前に、上記の電源障害（例えば、IOP に対する
電源障害、IPO 内のハードウェア故障、ディスクに対す
る電源障害）が生じる場合には、問題が生じる可能性が
ある。例えば、図２を参照して説明すると、新データ
「３」がディスクＡのセクタ１の中に書き込まれる場合
に、新パリティエントリ（即ち３＋２＋３＋４＝12）が
ディスクＥの中に書き込まれるべきである。そうした新
パリティデータは普通は次のように書き込まれる。ディ
スクＡのセクタ１内の旧データ（例えば「１」）が読み
出され、ディスクＡのセクタ１内の新データと旧データ
の間の差（即ち３−１＝２）が確認される。その後で新
データ「３」がディスクＡのセクタ１内に書き込まれ
る。ディスクＥのセクタ１内の旧パリティ「10」が読み
出され、新パリティエントリ「12」を得るために上記の
確認された差データ「２」に加えられ、それに続いて、
新パリティエントリ「12」がディスクＥのパリティセク
タ１内に書き込まれる。
の中に書き込まれ終わった後に、且つ、新たなパリティ
エントリがパリティセクタの中に書き込まれることが可
能である前に、上記の電源障害（例えば、IOP に対する
電源障害、IPO 内のハードウェア故障、ディスクに対す
る電源障害）が生じる場合には、問題が生じる可能性が
ある。例えば、図２を参照して説明すると、新データ
「３」がディスクＡのセクタ１の中に書き込まれる場合
に、新パリティエントリ（即ち３＋２＋３＋４＝12）が
ディスクＥの中に書き込まれるべきである。そうした新
パリティデータは普通は次のように書き込まれる。ディ
スクＡのセクタ１内の旧データ（例えば「１」）が読み
出され、ディスクＡのセクタ１内の新データと旧データ
の間の差（即ち３−１＝２）が確認される。その後で新
データ「３」がディスクＡのセクタ１内に書き込まれ
る。ディスクＥのセクタ１内の旧パリティ「10」が読み
出され、新パリティエントリ「12」を得るために上記の
確認された差データ「２」に加えられ、それに続いて、
新パリティエントリ「12」がディスクＥのパリティセク
タ１内に書き込まれる。
【００１３】或いは、この代わりに、パリティが決定さ
れた後で、そのパリティエントリが、ユーザデータディ
スクの中に新データが書き込まれる以前に、まず最初に
パリティディスク内に書き込まれることが可能であり、
更に別の仕方としては、新データと新パリティとが概ね
同時に書き込まれることも可能である。
れた後で、そのパリティエントリが、ユーザデータディ
スクの中に新データが書き込まれる以前に、まず最初に
パリティディスク内に書き込まれることが可能であり、
更に別の仕方としては、新データと新パリティとが概ね
同時に書き込まれることも可能である。
【００１４】しかし、新パリティエントリ「12」がディ
スクＥのパリティセクタ１内に書き込まれる前に、且
つ、新データ「３」がディスクＡのセクタ１内に書き込
まれた後に、上記のような障害が生じる場合には、これ
らのディスクのセクタ１内のデータは図３に示される状
態となり、即ち、旧パリティ「10」がディスクＥのセク
タ１内に残存すると同時に、新データ「３」がディスク
Ａのセクタ１内に存在することになるだろう。そうした
条件下では、そのストライプの故障ディスクＣ内のデー
タを復元する試みが行われるならば、その復元データは
正しくないだろう（即ち、正しいデータは「３」である
にも係わらず、その復元データ（10−３−２−４）は
「１」となるだろう）。
スクＥのパリティセクタ１内に書き込まれる前に、且
つ、新データ「３」がディスクＡのセクタ１内に書き込
まれた後に、上記のような障害が生じる場合には、これ
らのディスクのセクタ１内のデータは図３に示される状
態となり、即ち、旧パリティ「10」がディスクＥのセク
タ１内に残存すると同時に、新データ「３」がディスク
Ａのセクタ１内に存在することになるだろう。そうした
条件下では、そのストライプの故障ディスクＣ内のデー
タを復元する試みが行われるならば、その復元データは
正しくないだろう（即ち、正しいデータは「３」である
にも係わらず、その復元データ（10−３−２−４）は
「１」となるだろう）。
【００１５】故障ディスク上のデータの誤った復元を防
ぐために、図６に示される不揮発性RAM28 が、そのＩ／
０制御プロセッサ内で使用される。本発明によって、新
データの各々が特定のディスクのセクタの１つの中に書
き込まれようとする都度に、Ｉ／０制御プロセッサは、
その新データが書き込まれなければならない位置に関す
る次の通りの情報を不揮発性RAM(NV-RAM) の中に記憶す
る。
ぐために、図６に示される不揮発性RAM28 が、そのＩ／
０制御プロセッサ内で使用される。本発明によって、新
データの各々が特定のディスクのセクタの１つの中に書
き込まれようとする都度に、Ｉ／０制御プロセッサは、
その新データが書き込まれなければならない位置に関す
る次の通りの情報を不揮発性RAM(NV-RAM) の中に記憶す
る。
【００１６】１．新データがその中に書き込まれなけれ
ばならない複数アレイシステムの中の特定のディスクア
レイ。
ばならない複数アレイシステムの中の特定のディスクア
レイ。
【００１７】２．新データがその中に書き込まれなけれ
ばならないディスクアレイ内の特定の開始セクタ（例え
ばディスクＡのセクタ１）。
ばならないディスクアレイ内の特定の開始セクタ（例え
ばディスクＡのセクタ１）。
【００１８】３．書き込みが行われているセクタの数
（例えば、そのデータは１つのセクタだけの中に書き込
まれてよい）。
（例えば、そのデータは１つのセクタだけの中に書き込
まれてよい）。
【００１９】複数のＩ／０制御プロセッサが使用される
場合には、その各々のプロセッサは別々のディスクモジ
ュールアレイに組み合わされ、従って、普通は、各Ｉ／
０制御プロセッサが、各プロセッサに組み合わされたデ
ィスクモジュールアレイだけに関する情報を記憶するた
めにその不揮発性RAM を使用するだろう。
場合には、その各々のプロセッサは別々のディスクモジ
ュールアレイに組み合わされ、従って、普通は、各Ｉ／
０制御プロセッサが、各プロセッサに組み合わされたデ
ィスクモジュールアレイだけに関する情報を記憶するた
めにその不揮発性RAM を使用するだろう。
【００２０】故障が発生してからアレイがその故障から
回復させられ終わった後で、アレイが給電される場合
は、図１に示されるアレイ内のデータを使用する前に、
そのIPO は、そのアレイのディスクＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄの各
ディスク内の該当セクタ中のユーザデータと、ディスク
Ｅ上の該当パリティセクタ内のパリティエントリとの間
に矛盾が無いということを確認しなければならない。即
ち、そのシステムは、そのパリティが、その他の該当ユ
ーザデータセクタ内の現行ユーザデータと正しく整合す
るということを確認しなければならない。そうした確認
を行うためには、そのＩ／０制御プロセッサは、電源障
害が起こった時に書込み操作が何処で進行中であったか
を確認するためにNV-RAMを走査し、例えば、そのIPO
は、書込み操作がそこで進行中だったアレイと、そのア
レイの開始セクタとセクタ数とを識別する。その後で、
書込みがそこで進行中だったセクタの中に現在存在する
データに応じて、その対応パリティセクタが決定され
る。例えば、書込みがディスクＡのセクタ１内で進行し
ていたけれども、ディスクＡのセクタ１内のユーザデー
タが今なお旧データ「１」である場合には、そのパリテ
ィは１＋２＋３＋４＝10として決定される。しかし、デ
ィスクＡのセクタ１内のユーザデータが新データ「３」
に変更され終わっていた場合には、そのパリティは３＋
２＋３＋４＝12として決定される。しかし、ディスクＥ
のセクタ１内の実パリティが依然として「10」である場
合には、そのIOP は不整合が存在することを認識する。
この場合には、そのIOP がディスクＥのパリティセクタ
１内のパリティエントリを「12」に変更し、従って、そ
のパリティは、今度は、ディスクＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄのユー
ザデータセクタ１内の実ユーザデータに一致する。
回復させられ終わった後で、アレイが給電される場合
は、図１に示されるアレイ内のデータを使用する前に、
そのIPO は、そのアレイのディスクＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄの各
ディスク内の該当セクタ中のユーザデータと、ディスク
Ｅ上の該当パリティセクタ内のパリティエントリとの間
に矛盾が無いということを確認しなければならない。即
ち、そのシステムは、そのパリティが、その他の該当ユ
ーザデータセクタ内の現行ユーザデータと正しく整合す
るということを確認しなければならない。そうした確認
を行うためには、そのＩ／０制御プロセッサは、電源障
害が起こった時に書込み操作が何処で進行中であったか
を確認するためにNV-RAMを走査し、例えば、そのIPO
は、書込み操作がそこで進行中だったアレイと、そのア
レイの開始セクタとセクタ数とを識別する。その後で、
書込みがそこで進行中だったセクタの中に現在存在する
データに応じて、その対応パリティセクタが決定され
る。例えば、書込みがディスクＡのセクタ１内で進行し
ていたけれども、ディスクＡのセクタ１内のユーザデー
タが今なお旧データ「１」である場合には、そのパリテ
ィは１＋２＋３＋４＝10として決定される。しかし、デ
ィスクＡのセクタ１内のユーザデータが新データ「３」
に変更され終わっていた場合には、そのパリティは３＋
２＋３＋４＝12として決定される。しかし、ディスクＥ
のセクタ１内の実パリティが依然として「10」である場
合には、そのIOP は不整合が存在することを認識する。
この場合には、そのIOP がディスクＥのパリティセクタ
１内のパリティエントリを「12」に変更し、従って、そ
のパリティは、今度は、ディスクＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄのユー
ザデータセクタ１内の実ユーザデータに一致する。
【００２１】従って、書込み進行中の位置がNV-RAM内で
正しく確認され終わっているが故に、該当セクタのパリ
ティとユーザデータとが常に整合していることが可能で
あり、従って、故障ディスクのセクタ内の復元データ
が、その他の非故障ディスクの対応セクタ内に実際に存
在するデータと常に整合しており、その対応するパリテ
ィセクタ内のパリティセクタとに常に整合しているだろ
うということが保証されることが可能である。そうした
操作によって、１つのストライプの対応セクタ内の実ユ
ーザデータとパリティとの間に常に整合が得られるだろ
うが故に、Ｉ／０プロセッサは、そうした整合が検査さ
れる時に、非故障ディスクのユーザセクタデータとパリ
ティエントリとから復元されるデータが故障ディスクの
データを正しく表すということを保証されることが可能
である。
正しく確認され終わっているが故に、該当セクタのパリ
ティとユーザデータとが常に整合していることが可能で
あり、従って、故障ディスクのセクタ内の復元データ
が、その他の非故障ディスクの対応セクタ内に実際に存
在するデータと常に整合しており、その対応するパリテ
ィセクタ内のパリティセクタとに常に整合しているだろ
うということが保証されることが可能である。そうした
操作によって、１つのストライプの対応セクタ内の実ユ
ーザデータとパリティとの間に常に整合が得られるだろ
うが故に、Ｉ／０プロセッサは、そうした整合が検査さ
れる時に、非故障ディスクのユーザセクタデータとパリ
ティエントリとから復元されるデータが故障ディスクの
データを正しく表すということを保証されることが可能
である。
【００２２】更に、新たなＩ／０制御プロセッサがシス
テム内に設置される場合（即ち、旧Ｉ／０制御プロセッ
サに欠陥があるか、もしくは、何らかの他の理由から旧
Ｉ／０制御プロセッサが交換されなければならなかった
場合）、又は、複数のＩ／０制御プロセッサを含むシス
テムにおいて、別のディスクアレイを制御するそのＩ／
０制御プロセッサの１つが、以前には故障プロセッサに
よって制御されていたディスクアレイを制御するように
求められる場合には、その新たな制御プロセッサは、そ
のNV-RAM内に必要とされる書込み進行位置の情報をもは
や持っておらず（そうしたNV-RAMが実際に空白であ
り）、従って、故障発生時に新たな書込み操作が進行中
だった位置を発見することが不可能であるが故に、その
中のデータが既に変更させられたアレイの全セクタ内の
ユーザデータとパリティとを整合させることは不可能で
ある。そうした場合には、本明細書では「バックグラウ
ンド／検証(background/verify) 」操作と呼ばれる、本
発明の更に追加的な方法が使用される。
テム内に設置される場合（即ち、旧Ｉ／０制御プロセッ
サに欠陥があるか、もしくは、何らかの他の理由から旧
Ｉ／０制御プロセッサが交換されなければならなかった
場合）、又は、複数のＩ／０制御プロセッサを含むシス
テムにおいて、別のディスクアレイを制御するそのＩ／
０制御プロセッサの１つが、以前には故障プロセッサに
よって制御されていたディスクアレイを制御するように
求められる場合には、その新たな制御プロセッサは、そ
のNV-RAM内に必要とされる書込み進行位置の情報をもは
や持っておらず（そうしたNV-RAMが実際に空白であ
り）、従って、故障発生時に新たな書込み操作が進行中
だった位置を発見することが不可能であるが故に、その
中のデータが既に変更させられたアレイの全セクタ内の
ユーザデータとパリティとを整合させることは不可能で
ある。そうした場合には、本明細書では「バックグラウ
ンド／検証(background/verify) 」操作と呼ばれる、本
発明の更に追加的な方法が使用される。
【００２３】こうした「バックグラウンド／検証」操作
によって、ホストコンピュータは、それが関与させられ
ている全操作を続行し、一方、そうした操作のために新
たなＩ／０制御プロセッサが必要とされない時に、そう
した新プロセッサが、そのアレイの各ディスクの各セク
タ内のユーザデータと対応パリティとを連続的に読み取
る。その読み取りの途上では、その新たなＩ／０制御プ
ロセッサが、各セクタ内の各パリティエントリをチェッ
クし、各パリティセクタ内のパリティエントリを、対応
する各ユーザセクタ内に実際に存在するあらゆるユーザ
データに整合させる。そうしたパリティ検証プロセスの
途上で、その新たな制御プロセッサがパリティ不整合が
存在することを発見した場合には、その新たな制御プロ
セッサは、何がその不整合の原因であるかを見い出すこ
とが不可能であるにも係わらず、即ち、１つ以上のユー
ザセクタ内のユーザデータが誤りであるかどうかを確認
することが不可能であるか、又は、対応パリティセクタ
内のパリティエントリが誤りであるかどうかを確認する
ことが不可能であるにも係わらず、対応ユーザデータセ
クタ各々の中に実際に発見されるユーザデータを使用し
てそのパリティエントリを訂正する。対応するセクタに
対して上記ユーザデータ／パリティ整合操作を行うこと
によって得られる検証が、ホストコンピュータの命令の
下でＩ／０制御プロセッサによって行われなければなら
ない他の操作の合間に（即ち、そうした他の操作に対し
て「背後(background)」で）行われ、Ｉ／０制御プロセ
ッサによるそうした検証操作は、ホストコンピュータに
対しては実際上は「隠れている(invisible) 」。従っ
て、この検証プロセスが完了された時には、各セクタ内
に記憶されたユーサデータと、そうしたユーザデータに
関連付けられる対応パリティセクタ内のパリティエント
リとの間に、不整合がないという保証が得られる。
によって、ホストコンピュータは、それが関与させられ
ている全操作を続行し、一方、そうした操作のために新
たなＩ／０制御プロセッサが必要とされない時に、そう
した新プロセッサが、そのアレイの各ディスクの各セク
タ内のユーザデータと対応パリティとを連続的に読み取
る。その読み取りの途上では、その新たなＩ／０制御プ
ロセッサが、各セクタ内の各パリティエントリをチェッ
クし、各パリティセクタ内のパリティエントリを、対応
する各ユーザセクタ内に実際に存在するあらゆるユーザ
データに整合させる。そうしたパリティ検証プロセスの
途上で、その新たな制御プロセッサがパリティ不整合が
存在することを発見した場合には、その新たな制御プロ
セッサは、何がその不整合の原因であるかを見い出すこ
とが不可能であるにも係わらず、即ち、１つ以上のユー
ザセクタ内のユーザデータが誤りであるかどうかを確認
することが不可能であるか、又は、対応パリティセクタ
内のパリティエントリが誤りであるかどうかを確認する
ことが不可能であるにも係わらず、対応ユーザデータセ
クタ各々の中に実際に発見されるユーザデータを使用し
てそのパリティエントリを訂正する。対応するセクタに
対して上記ユーザデータ／パリティ整合操作を行うこと
によって得られる検証が、ホストコンピュータの命令の
下でＩ／０制御プロセッサによって行われなければなら
ない他の操作の合間に（即ち、そうした他の操作に対し
て「背後(background)」で）行われ、Ｉ／０制御プロセ
ッサによるそうした検証操作は、ホストコンピュータに
対しては実際上は「隠れている(invisible) 」。従っ
て、この検証プロセスが完了された時には、各セクタ内
に記憶されたユーサデータと、そうしたユーザデータに
関連付けられる対応パリティセクタ内のパリティエント
リとの間に、不整合がないという保証が得られる。
【００２４】新たなＩ／０制御プロセッサが使用され、
その新たなIOP によって制御されるアレイの中に故障デ
ィスクがある時には、更に別の問題が生じ、それ故に、
その新たなIOP のNV-RAMが、無効データがどの位置に置
かれている可能性があるかを見い出すために使用される
ことは不可能である。ホストコンピュータがそのアレイ
の故障ディスク内のセクタにアクセスを試みる時に、低
下モードでの作動中に、その故障ディスクのセクタ内の
復元データが適正に復元され終わっているということを
確認することは不可能である。そうした状況では、既に
その使用が示唆された方法が、「バージョン番号(versi
on number)」方法と呼ばれることが多い。
その新たなIOP によって制御されるアレイの中に故障デ
ィスクがある時には、更に別の問題が生じ、それ故に、
その新たなIOP のNV-RAMが、無効データがどの位置に置
かれている可能性があるかを見い出すために使用される
ことは不可能である。ホストコンピュータがそのアレイ
の故障ディスク内のセクタにアクセスを試みる時に、低
下モードでの作動中に、その故障ディスクのセクタ内の
復元データが適正に復元され終わっているということを
確認することは不可能である。そうした状況では、既に
その使用が示唆された方法が、「バージョン番号(versi
on number)」方法と呼ばれることが多い。
【００２５】そうした方法は、1988年４月２日付でClar
k 他に交付された米国特許第 4,761,785号に説明されて
いる。そうした方法では、上記特許の図４に示されてい
るように、１つのアレイ内の各ディスクのユーザデータ
記憶セクタに対応する領域418 、420 、422 、424 が使
用される。バージョン番号は、そうした領域の中に書き
込まれ、その番号は最初はゼロである。更に、関連した
データディスクの中の各バージョン番号を「パリティ」
ディスクの中に記録することを可能にするために、バー
ジョン番号428 、430 、432 、434 が「パリティ」ディ
スク内で使用される。新しいデータが１つのセクタ内に
書き込まれる時に（例えば、新しいデータがディスク41
0 の１つのセクタの中に書き込まれる時に）、その中の
バージョン番号が増分され、パリティセクタが、その対
応するバージョン番号を増分させることによって、その
変化を反映する。故障ディスクがあり、そのディスクア
レイが低下モードで作動し、且つ新データが非故障セク
タ内に書き込まれた後に、しかし、その対応するバージ
ョン番号がパリティディスクセクタ内で増分される前
に、電源障害が生じる場合には、ホストが新しいＩ／０
プロセッサを使用してこの特定のセクタにアクセスしよ
うとする時に、その新しいＩ／０プロセッサのNV-RAM内
には、不整合が何処に存在する可能性があるのかを認識
するための情報が無い。従って、そうした不整合が何処
に存在するのかを確認するために、バージョン番号が使
用されることが可能である。
k 他に交付された米国特許第 4,761,785号に説明されて
いる。そうした方法では、上記特許の図４に示されてい
るように、１つのアレイ内の各ディスクのユーザデータ
記憶セクタに対応する領域418 、420 、422 、424 が使
用される。バージョン番号は、そうした領域の中に書き
込まれ、その番号は最初はゼロである。更に、関連した
データディスクの中の各バージョン番号を「パリティ」
ディスクの中に記録することを可能にするために、バー
ジョン番号428 、430 、432 、434 が「パリティ」ディ
スク内で使用される。新しいデータが１つのセクタ内に
書き込まれる時に（例えば、新しいデータがディスク41
0 の１つのセクタの中に書き込まれる時に）、その中の
バージョン番号が増分され、パリティセクタが、その対
応するバージョン番号を増分させることによって、その
変化を反映する。故障ディスクがあり、そのディスクア
レイが低下モードで作動し、且つ新データが非故障セク
タ内に書き込まれた後に、しかし、その対応するバージ
ョン番号がパリティディスクセクタ内で増分される前
に、電源障害が生じる場合には、ホストが新しいＩ／０
プロセッサを使用してこの特定のセクタにアクセスしよ
うとする時に、その新しいＩ／０プロセッサのNV-RAM内
には、不整合が何処に存在する可能性があるのかを認識
するための情報が無い。従って、そうした不整合が何処
に存在するのかを確認するために、バージョン番号が使
用されることが可能である。
【００２６】ホストが故障ディスクのセクタにアクセス
しようとする時に、ユーザデータディスク内のバージョ
ン番号と、その対応するパリティディスクのバージョン
番号との検査が行われる。ユーザデータのバージョン番
号がパリティディスク内のバージョン番号と整合しない
時には、そのホストは、そのＩ／０プロセッサを介し
て、不整合状況が生じたことを発見することが可能であ
る。そうしたバージョン番号不整合操作を使用すること
によって、そのＩ／０プロセッサは、その確認されたセ
クタ内のデータが無効である可能性があるということを
認識する。従って、そのホストは、そのアレイ内の他の
セクタのデータにアクセスすることは依然として許され
てはいても、故障セクタにアクセスことは許されない。
しようとする時に、ユーザデータディスク内のバージョ
ン番号と、その対応するパリティディスクのバージョン
番号との検査が行われる。ユーザデータのバージョン番
号がパリティディスク内のバージョン番号と整合しない
時には、そのホストは、そのＩ／０プロセッサを介し
て、不整合状況が生じたことを発見することが可能であ
る。そうしたバージョン番号不整合操作を使用すること
によって、そのＩ／０プロセッサは、その確認されたセ
クタ内のデータが無効である可能性があるということを
認識する。従って、そのホストは、そのアレイ内の他の
セクタのデータにアクセスすることは依然として許され
てはいても、故障セクタにアクセスことは許されない。
【００２７】一方、バージョン番号の整合が生じる場合
には、そのＩ／０プロセッサは、非故障ユーザディスク
セクタ内に実際に存在するユーザデータに対してセクタ
内のパリティエントリが適正であるということを認識
し、従って、そのIOP は、故障ディスクの対応セクタ内
のデータを正しく復元することが可能である。従って、
このバージョン番号方法を使用することによって、最悪
の場合でさえ、故障ディスクの１つのセクタ又は少数の
セクタの中のデータだけがアクセス不可能であるにすぎ
ず、こうしたデータだけがホストにとって失われるにす
ぎないだろう。
には、そのＩ／０プロセッサは、非故障ユーザディスク
セクタ内に実際に存在するユーザデータに対してセクタ
内のパリティエントリが適正であるということを認識
し、従って、そのIOP は、故障ディスクの対応セクタ内
のデータを正しく復元することが可能である。従って、
このバージョン番号方法を使用することによって、最悪
の場合でさえ、故障ディスクの１つのセクタ又は少数の
セクタの中のデータだけがアクセス不可能であるにすぎ
ず、こうしたデータだけがホストにとって失われるにす
ぎないだろう。
【００２８】しかし、上記の状態において、即ち、その
ディスクアレイが低下モードで動作している時に、これ
らの少数のセクタ内のデータを損失することさえ防止す
ることが可能であることは有益だろう。そうしたデータ
の損失は、更に詳細に後述される「パリティ置換(parit
y shedding) 」方法と呼ばれることが可能な別の追加の
方法を使用して、本発明に従って回避されることが可能
である。
ディスクアレイが低下モードで動作している時に、これ
らの少数のセクタ内のデータを損失することさえ防止す
ることが可能であることは有益だろう。そうしたデータ
の損失は、更に詳細に後述される「パリティ置換(parit
y shedding) 」方法と呼ばれることが可能な別の追加の
方法を使用して、本発明に従って回避されることが可能
である。
【００２９】ディスクアレイが低下モードで作動させら
れている、即ち、上記で説明されたように、その他の非
故障データディスクからのパリティデータとユーザデー
タとを使用してそのデータが復元されなければならない
故障ディスクがあると仮定しよう。１つの非故障データ
ディスクの１つのセクタ（例えば、その中のディスクＣ
が故障したアレイのディスクＡのセクタ１）の中に新デ
ータを書き込む前に、その故障ディスクの復元データ
（この復元データは、ディスクＡのセクタ１内の旧デー
タと、ディスクＢ、Ｄのセクタ１内の正しいデータと、
ディスクＥのセクタ１内の正しいパリティエントリとに
基づいている）が、そうしたパリティセクタ内に現在存
在するパリティエントリの代わりに、そのパリティセク
タ内に書き込まれる。例えば、図４の例に見てとれるよ
うに、データ「１」、「２」、「４」がディスクＡ、
Ｂ、Ｄ内にあり、パリティ「10」がディスクＥ内にあ
り、従って、低下モードにおける動作時に、そうしたデ
ータとパリティエントリとに基づいて、（丸で囲まれ
た）データ「３」が故障ディスクＣのセクタ１内に復元
されることが可能である。図４に示されるように、ディ
スクＥの特定の識別領域21が、セクタ１内のエントリが
「パリティエントリ」であることを明示するエントリを
その識別領域内に有する。
れている、即ち、上記で説明されたように、その他の非
故障データディスクからのパリティデータとユーザデー
タとを使用してそのデータが復元されなければならない
故障ディスクがあると仮定しよう。１つの非故障データ
ディスクの１つのセクタ（例えば、その中のディスクＣ
が故障したアレイのディスクＡのセクタ１）の中に新デ
ータを書き込む前に、その故障ディスクの復元データ
（この復元データは、ディスクＡのセクタ１内の旧デー
タと、ディスクＢ、Ｄのセクタ１内の正しいデータと、
ディスクＥのセクタ１内の正しいパリティエントリとに
基づいている）が、そうしたパリティセクタ内に現在存
在するパリティエントリの代わりに、そのパリティセク
タ内に書き込まれる。例えば、図４の例に見てとれるよ
うに、データ「１」、「２」、「４」がディスクＡ、
Ｂ、Ｄ内にあり、パリティ「10」がディスクＥ内にあ
り、従って、低下モードにおける動作時に、そうしたデ
ータとパリティエントリとに基づいて、（丸で囲まれ
た）データ「３」が故障ディスクＣのセクタ１内に復元
されることが可能である。図４に示されるように、ディ
スクＥの特定の識別領域21が、セクタ１内のエントリが
「パリティエントリ」であることを明示するエントリを
その識別領域内に有する。
【００３０】前述の「パリティ置換」方法によってディ
スクＡのセクタ１の中に新データ「３」を書き込むこと
が求められる場合には、そうした書込み操作を行う前
に、故障ディスクＣのセクタ１内の復元データ「３」
が、図５に示されるように，旧パリティエントリ「10」
に取って代わるためにディスクＥのパリティセクタ１の
中に書き込まれる。これと同時に、更に図５に示される
ように、その復元データがディスクＥのパリティセクタ
の中に既に書き込まれ終わった故障ディスクの識別が、
パリティディスクＥの特定の識別領域21の中に入れら
れ、その識別されたディスクの復元データによって旧パ
リティエントリが置き換えられ終わったということを示
す。
スクＡのセクタ１の中に新データ「３」を書き込むこと
が求められる場合には、そうした書込み操作を行う前
に、故障ディスクＣのセクタ１内の復元データ「３」
が、図５に示されるように，旧パリティエントリ「10」
に取って代わるためにディスクＥのパリティセクタ１の
中に書き込まれる。これと同時に、更に図５に示される
ように、その復元データがディスクＥのパリティセクタ
の中に既に書き込まれ終わった故障ディスクの識別が、
パリティディスクＥの特定の識別領域21の中に入れら
れ、その識別されたディスクの復元データによって旧パ
リティエントリが置き換えられ終わったということを示
す。
【００３１】図５に示されるように、その後で、新デー
タ「３」がディスクＡのセクタ１の中に書き込まれる時
に、そのIOP が故障ディスクＣのセクタ１内の復元デー
タ（このデータは故障ディスク自体からは読み出し不可
能である）を読み取ることを望む場合には、そのＩ／０
制御プロセッサは、当初のパリティエントリの代わりに
そうした復元データがディスクＥのセクタ１内に書き込
まれ終わったかどうかを確認するために、ディスクＥの
パリティセクタ１内のエントリと、パリティディスクＥ
の識別領域21内の情報とを検査する。復元データがディ
スクＥのパリティセクタ１内に書き込まれ終わっている
場合には、そのＩ／０制御プロセッサは、ディスクＥの
パリティセクタ１から直接的にデータを確実にアクセス
することが可能であり、そのデータが故障ディスクＣの
セクタ１の正しく復元されたデータであるということを
確認することが可能である。
タ「３」がディスクＡのセクタ１の中に書き込まれる時
に、そのIOP が故障ディスクＣのセクタ１内の復元デー
タ（このデータは故障ディスク自体からは読み出し不可
能である）を読み取ることを望む場合には、そのＩ／０
制御プロセッサは、当初のパリティエントリの代わりに
そうした復元データがディスクＥのセクタ１内に書き込
まれ終わったかどうかを確認するために、ディスクＥの
パリティセクタ１内のエントリと、パリティディスクＥ
の識別領域21内の情報とを検査する。復元データがディ
スクＥのパリティセクタ１内に書き込まれ終わっている
場合には、そのＩ／０制御プロセッサは、ディスクＥの
パリティセクタ１から直接的にデータを確実にアクセス
することが可能であり、そのデータが故障ディスクＣの
セクタ１の正しく復元されたデータであるということを
確認することが可能である。
【００３２】さて、本発明の不揮発性RAM と、本発明の
「バックグラウンド／検証」方法と、バージョン番号
と、本発明の「パリティ置換」方法とを使用することが
可能な書込み／読取り操作の特定の実施例が、図７〜11
の流れ図を参照して説明される。IOP による使用のため
の具体的なプログラムが、これらの図に示される説明内
容を使用して当業者によって、これらの流れ図から容易
に作り出されることが可能である。そうした具体的なプ
ログラムは、いずれの個々のIOP プロセッサ又はホスト
コンピュータにおける使用のために案出されることが可
能であり、その作成は、図７〜図11に示される説明内容
の知識から当業の技術の範囲内で適切に行われるだろ
う。
「バックグラウンド／検証」方法と、バージョン番号
と、本発明の「パリティ置換」方法とを使用することが
可能な書込み／読取り操作の特定の実施例が、図７〜11
の流れ図を参照して説明される。IOP による使用のため
の具体的なプログラムが、これらの図に示される説明内
容を使用して当業者によって、これらの流れ図から容易
に作り出されることが可能である。そうした具体的なプ
ログラムは、いずれの個々のIOP プロセッサ又はホスト
コンピュータにおける使用のために案出されることが可
能であり、その作成は、図７〜図11に示される説明内容
の知識から当業の技術の範囲内で適切に行われるだろ
う。
【００３３】図７に見てとれるように、例えば、１つの
アレイの１つのセクタの中への書込み操作は、３つの異
なった条件の下で、即ち、第１に、ディスク故障と電源
障害とが起こっておらず且つ全てのディスクとIOP プロ
セッサとが正しく作動している正常条件下で、第２に、
１つのアレイに単一の故障ディスクがあり、書込み操作
が非故障ディスクに対して向けられ、且つその故障ディ
スク内のデータがその非故障ディスク内のユーザデータ
とパリティエントリとを使用して復元されることが可能
である低下モード条件下で、第３に、書込みがその中に
行われなければならないディスクが非作動ディスク又は
故障ディスクである低下モード条件下で、行われること
が可能である。
アレイの１つのセクタの中への書込み操作は、３つの異
なった条件の下で、即ち、第１に、ディスク故障と電源
障害とが起こっておらず且つ全てのディスクとIOP プロ
セッサとが正しく作動している正常条件下で、第２に、
１つのアレイに単一の故障ディスクがあり、書込み操作
が非故障ディスクに対して向けられ、且つその故障ディ
スク内のデータがその非故障ディスク内のユーザデータ
とパリティエントリとを使用して復元されることが可能
である低下モード条件下で、第３に、書込みがその中に
行われなければならないディスクが非作動ディスク又は
故障ディスクである低下モード条件下で、行われること
が可能である。
【００３４】図７に見てとれるように、正常書込みモー
ドにおいては、IOP は、並行書込み操作（即ち、同一セ
クタに対して現在行われているが未だ完了されていない
他の書込み操作）が完了されるのを待つ。そうした現在
の書込み操作が完了すると直ぐに、そのIOP は、新デー
タがその中に書き込まれるべきセクタの内に現存するデ
ータ（「旧データ」）を読み取り、NV-RAM内の場合に関
して上述されたように、必要な情報、即ち、書込み操作
がそこで行われるべきアレイと開始セクタとセクタ合計
数をそうした書込み操作のために識別する情報を適切に
記録する。
ドにおいては、IOP は、並行書込み操作（即ち、同一セ
クタに対して現在行われているが未だ完了されていない
他の書込み操作）が完了されるのを待つ。そうした現在
の書込み操作が完了すると直ぐに、そのIOP は、新デー
タがその中に書き込まれるべきセクタの内に現存するデ
ータ（「旧データ」）を読み取り、NV-RAM内の場合に関
して上述されたように、必要な情報、即ち、書込み操作
がそこで行われるべきアレイと開始セクタとセクタ合計
数をそうした書込み操作のために識別する情報を適切に
記録する。
【００３５】それに続いて、そのIOP は、書込みがその
中に行われるべきディスクに関連した適切なバージョン
番号を変更する。例えば、バージョン番号は２値番号
（例えば「０」状態と「１」状態）であってよく、書込
みが行われなければならないその都度に、その該当バー
ジョン番号がその現在状態から他の状態に切り換えられ
る。
中に行われるべきディスクに関連した適切なバージョン
番号を変更する。例えば、バージョン番号は２値番号
（例えば「０」状態と「１」状態）であってよく、書込
みが行われなければならないその都度に、その該当バー
ジョン番号がその現在状態から他の状態に切り換えられ
る。
【００３６】それに続いて、各セクタ毎に、新データの
書込みが必要なセクタの中に新データが書き込まれ、部
分積を生じさせるためにその旧データと新データとがXO
R される。旧パリティが読み出され、その後で、前記部
分積とXOR される。そのパリティセクタ内のバージョン
番号が、書き込まれたセクタ旧バージョン番号と整合す
るかどうかを判定するために、そのバージョン番号が検
査される。整合が生じる場合には、新しいバージョン番
号がそのパリティセクタのバージョン番号領域内に格納
される。その後で、新パリティエントリがそのパリティ
セクタ内に書き込まれ、その旧データに関するNV-RAM内
の情報が削除される。整合が生じない時には、ユーザセ
クタからパリティが構成され、その新たに構成されたパ
リティがパリティセクタ内に書き込まれ、不揮発性RAM
が消去される。
書込みが必要なセクタの中に新データが書き込まれ、部
分積を生じさせるためにその旧データと新データとがXO
R される。旧パリティが読み出され、その後で、前記部
分積とXOR される。そのパリティセクタ内のバージョン
番号が、書き込まれたセクタ旧バージョン番号と整合す
るかどうかを判定するために、そのバージョン番号が検
査される。整合が生じる場合には、新しいバージョン番
号がそのパリティセクタのバージョン番号領域内に格納
される。その後で、新パリティエントリがそのパリティ
セクタ内に書き込まれ、その旧データに関するNV-RAM内
の情報が削除される。整合が生じない時には、ユーザセ
クタからパリティが構成され、その新たに構成されたパ
リティがパリティセクタ内に書き込まれ、不揮発性RAM
が消去される。
【００３７】低下モードにおける非故障ディスクに対す
る書込み操作のために、故障ディスクのセクタ内のデー
タが、パリティエントリセクタと非故障セクタ内データ
とから復元される。それに続いて、その復元データがパ
リティセクタ内に書き込まれ、そのパリティセクタ内の
パリティエントリと置き換えられ（「パリティ置換」操
作）、そうしたデータが「置換データ」のマークを付け
られる。新データが、その非故障ディスクの書き込み対
象のセクタの中に書き込まれる。
る書込み操作のために、故障ディスクのセクタ内のデー
タが、パリティエントリセクタと非故障セクタ内データ
とから復元される。それに続いて、その復元データがパ
リティセクタ内に書き込まれ、そのパリティセクタ内の
パリティエントリと置き換えられ（「パリティ置換」操
作）、そうしたデータが「置換データ」のマークを付け
られる。新データが、その非故障ディスクの書き込み対
象のセクタの中に書き込まれる。
【００３８】低下モードにおける故障ディスクへの書込
みでは、書き込まれるべきデータは、そのパリティセク
タのパリティエントリと置き換えられるべきデータとし
て識別され、そのデータはパリティセクタの中に直接的
に書き込まれ、その中のパリティエントリに取って代わ
る（即ち、直接のパリティ置換操作である）。
みでは、書き込まれるべきデータは、そのパリティセク
タのパリティエントリと置き換えられるべきデータとし
て識別され、そのデータはパリティセクタの中に直接的
に書き込まれ、その中のパリティエントリに取って代わ
る（即ち、直接のパリティ置換操作である）。
【００３９】図８に示されるように、データが読み取ら
れる時には、正常な非低下モードにおいては非故障ディ
スクからデータが読み取られ、故障ディスクが存在する
低下モードでは、データがその故障ディスクから読み取
られなければならない。正常モードでは、IOP が、該当
セクタから直接的にデータを読み取り、そうしたデータ
をホストコンピュータに転送する。
れる時には、正常な非低下モードにおいては非故障ディ
スクからデータが読み取られ、故障ディスクが存在する
低下モードでは、データがその故障ディスクから読み取
られなければならない。正常モードでは、IOP が、該当
セクタから直接的にデータを読み取り、そうしたデータ
をホストコンピュータに転送する。
【００４０】低下モードにおける故障ディスクからの読
み取りでは、そのストライプのパリティセクタ内のエン
トリが読み取られ、そのパリティセクタ内のエントリが
パリティエントリであるか「置換」データ（即ち、その
パリティエントリと置き換えられたデータ）であるかど
うかを知るために検査が行われる。そのデータが「置
換」データである場合には、そのデータは、パリティセ
クタから直接読み取られ、ホストに転送される。そのデ
ータが「置換」データでない場合には、その他の非故障
ディスク内のデータが読み取られる。そのパリティエン
トリがそうした他のデータとXOR され、バージョン番号
検査（即ち、パリティディスク内のバージョン番号が非
故障ディスク内のバージョン番号に整合するか？）が行
われる。バージョン番号が整合する場合には、そのデー
タが、XOR されたパリティデータと他のデータとから復
元され、ホストに転送されることが可能である。バージ
ョン番号が整合しない場合には、「「ハード」エラーモ
ードが発生した」という表示がホストに与えられ、該当
データは、ホストへの転送のために有効に読み取られる
ことが不可能である。
み取りでは、そのストライプのパリティセクタ内のエン
トリが読み取られ、そのパリティセクタ内のエントリが
パリティエントリであるか「置換」データ（即ち、その
パリティエントリと置き換えられたデータ）であるかど
うかを知るために検査が行われる。そのデータが「置
換」データである場合には、そのデータは、パリティセ
クタから直接読み取られ、ホストに転送される。そのデ
ータが「置換」データでない場合には、その他の非故障
ディスク内のデータが読み取られる。そのパリティエン
トリがそうした他のデータとXOR され、バージョン番号
検査（即ち、パリティディスク内のバージョン番号が非
故障ディスク内のバージョン番号に整合するか？）が行
われる。バージョン番号が整合する場合には、そのデー
タが、XOR されたパリティデータと他のデータとから復
元され、ホストに転送されることが可能である。バージ
ョン番号が整合しない場合には、「「ハード」エラーモ
ードが発生した」という表示がホストに与えられ、該当
データは、ホストへの転送のために有効に読み取られる
ことが不可能である。
【００４１】図９は、そのシステムによって以前にアク
セスされたことがない新たなディスクアレイがIOP によ
ってアクセスされなければならない、又は、１つのアレ
イが一時的にアクセス不可能であった後にアクセス可能
になる（アレイを「オープンする」と呼ばれることが多
い）時に行われる操作を示している。前述のように、IO
P は、１つのアレイに関するストライプとセクタとの識
別情報を記録するために不揮発性RAM を使用する。各々
のアレイは、そのIOP 内のNV-RAM中にエントリを有する
ことが可能であり、１つのアレイをオープンする時に
は、オープンされる特定のアレイに関するエントリがIO
P 内のNV-RAM中に既に存在するか否かが、最初に確認さ
れなければならない。
セスされたことがない新たなディスクアレイがIOP によ
ってアクセスされなければならない、又は、１つのアレ
イが一時的にアクセス不可能であった後にアクセス可能
になる（アレイを「オープンする」と呼ばれることが多
い）時に行われる操作を示している。前述のように、IO
P は、１つのアレイに関するストライプとセクタとの識
別情報を記録するために不揮発性RAM を使用する。各々
のアレイは、そのIOP 内のNV-RAM中にエントリを有する
ことが可能であり、１つのアレイをオープンする時に
は、オープンされる特定のアレイに関するエントリがIO
P 内のNV-RAM中に既に存在するか否かが、最初に確認さ
れなければならない。
【００４２】オープンされるアレイに関する有効NV-RAM
がIOP 内に現時点で存在しない場合には、バックグラウ
ンド／検証プロセス（図10参照）がIOP によって起動さ
れ、そのアレイがオープンされる。有効NV-RAMがIOP 内
で既に使用可能である場合には、特定のアレイに関する
有効NV-RAMが得られ、そのエントリに関する全ユーザデ
ータからのデータが読み取られる。読み取りが完了され
た時には、読み取りデータが、パリティエントリを形成
するために互いにXOR され、新たなバージョン番号がパ
リティエントリに与えられる。そのパリティエントリが
パリティセクタ内に書き込まれ、そのNV-RAMエントリが
削除される。このアレイに関する全てのNV-RAMエントリ
が削除されると直ぐに、このアレイがオープンされる。
がIOP 内に現時点で存在しない場合には、バックグラウ
ンド／検証プロセス（図10参照）がIOP によって起動さ
れ、そのアレイがオープンされる。有効NV-RAMがIOP 内
で既に使用可能である場合には、特定のアレイに関する
有効NV-RAMが得られ、そのエントリに関する全ユーザデ
ータからのデータが読み取られる。読み取りが完了され
た時には、読み取りデータが、パリティエントリを形成
するために互いにXOR され、新たなバージョン番号がパ
リティエントリに与えられる。そのパリティエントリが
パリティセクタ内に書き込まれ、そのNV-RAMエントリが
削除される。このアレイに関する全てのNV-RAMエントリ
が削除されると直ぐに、このアレイがオープンされる。
【００４３】しかし、そのアレイが低下モードにある
（セクタはディスク上で直接読み取られることが不可能
である）が故に、読み取りが完了されない場合には、そ
のアレイに関するパリティエントリが読み取られ、パリ
ティディスク内のバージョン番号がデータディスク内の
バージョン番号に整合するかどうかに関する確認が行わ
れる。整合しない場合には、そのパリティエントリが無
効化され、そのNV-RAMに対しては何も更に行われず、そ
のNV-RAMエントリが削除され、（その次のNV-RAMエント
リがあるならば）その次のNV-RAMエントリに関して、こ
のプロセスが反復される。バージョン番号が整合する場
合には、そのNV-RAMエントリが削除されるが、そのパリ
ティは無効化されない。
（セクタはディスク上で直接読み取られることが不可能
である）が故に、読み取りが完了されない場合には、そ
のアレイに関するパリティエントリが読み取られ、パリ
ティディスク内のバージョン番号がデータディスク内の
バージョン番号に整合するかどうかに関する確認が行わ
れる。整合しない場合には、そのパリティエントリが無
効化され、そのNV-RAMに対しては何も更に行われず、そ
のNV-RAMエントリが削除され、（その次のNV-RAMエント
リがあるならば）その次のNV-RAMエントリに関して、こ
のプロセスが反復される。バージョン番号が整合する場
合には、そのNV-RAMエントリが削除されるが、そのパリ
ティは無効化されない。
【００４４】図９に示されるバックグラウンド／検証プ
ロセスが図10に図示されている。IOP は、１つのアレイ
の各ディスクの第１のセクタに行き、その全ユーザデー
タセクタからデータを読み取る。読み取りが完了される
ことが可能である場合には、データが互いにXOR され、
パリティエントリを形成する。適切なバージョン番号が
作り出され、パリティセクタの適正な領域の中に書き込
まれる。パリティエントリは、対応するパリティセクタ
の中に入れられる。検証される対応セクタがそのアレイ
の対応セクタの最終グループである場合には、その検証
プロセスが行われる。最終グループでない場合には、IO
P は対応セクタのその次のグループに行き、そのアレイ
に対する検証プロセスが完了されるまで同じ操作を行
う。
ロセスが図10に図示されている。IOP は、１つのアレイ
の各ディスクの第１のセクタに行き、その全ユーザデー
タセクタからデータを読み取る。読み取りが完了される
ことが可能である場合には、データが互いにXOR され、
パリティエントリを形成する。適切なバージョン番号が
作り出され、パリティセクタの適正な領域の中に書き込
まれる。パリティエントリは、対応するパリティセクタ
の中に入れられる。検証される対応セクタがそのアレイ
の対応セクタの最終グループである場合には、その検証
プロセスが行われる。最終グループでない場合には、IO
P は対応セクタのその次のグループに行き、そのアレイ
に対する検証プロセスが完了されるまで同じ操作を行
う。
【００４５】そのアレイが低下モードで動作しているが
故に、対応セクタの各グループを処理する際に、ユーザ
データセクタ内のデータの読み取りが完了されることが
不可能である場合には、対応するパリティが読み取ら
れ、それらのセクタのバージョン番号が整合するどうか
を判定するために検査が行われる。整合しない場合に
は、そのパリティが無効化され、IOP がその次のセクタ
グループに行くか、又は、そのグループが最終セクタグ
ループである時には、そのアレイに対する操作が完了さ
せられる。バージョン番号の整合がある場合には、その
パリティが無効化されず、その次のセクタグループが処
理され、又は、処理されるセクタグループがアレイの最
終セクタグループである場合には、バックグラウンド／
検証プロセスが完了される。
故に、対応セクタの各グループを処理する際に、ユーザ
データセクタ内のデータの読み取りが完了されることが
不可能である場合には、対応するパリティが読み取ら
れ、それらのセクタのバージョン番号が整合するどうか
を判定するために検査が行われる。整合しない場合に
は、そのパリティが無効化され、IOP がその次のセクタ
グループに行くか、又は、そのグループが最終セクタグ
ループである時には、そのアレイに対する操作が完了さ
せられる。バージョン番号の整合がある場合には、その
パリティが無効化されず、その次のセクタグループが処
理され、又は、処理されるセクタグループがアレイの最
終セクタグループである場合には、バックグラウンド／
検証プロセスが完了される。
【００４６】図11は、故障ディスク内のデータを復元又
は再構成するための操作を示す。IOP は、その中で故障
ディスクのセクタが復元されなければならない第１のセ
クタグループに行く。そのセクタグループ内のパリティ
エントリが読み取られ、そのエントリが真のエントリで
あるか、又は、パリティエントリに取って代わるために
書き込まれた故障ディスクの「置換データ」である（即
ち、「パリティ置換」操作が既に行われている）かに関
する確認が行われる。パリティ置換が既に行われている
場合には、読み取られるパリティエントリは必要とされ
る復元データであり、そうしたデータが、その故障ディ
スクのセクタの中に書き込まれる。故障ディスクの全セ
クタがそのように再構成され終わると、その再構成プロ
セスが完了させられる。全セクタが再構成され終わって
いない場合には、IOP がその次のセクタグループに行
き、その故障ディスクのデータ再構成が必要なセクタ内
のデータを再構成するためにこのプロセスを繰り返す。
このプロセスは、その故障ディスクの全セクタが再構成
され終わるまで反復される。
は再構成するための操作を示す。IOP は、その中で故障
ディスクのセクタが復元されなければならない第１のセ
クタグループに行く。そのセクタグループ内のパリティ
エントリが読み取られ、そのエントリが真のエントリで
あるか、又は、パリティエントリに取って代わるために
書き込まれた故障ディスクの「置換データ」である（即
ち、「パリティ置換」操作が既に行われている）かに関
する確認が行われる。パリティ置換が既に行われている
場合には、読み取られるパリティエントリは必要とされ
る復元データであり、そうしたデータが、その故障ディ
スクのセクタの中に書き込まれる。故障ディスクの全セ
クタがそのように再構成され終わると、その再構成プロ
セスが完了させられる。全セクタが再構成され終わって
いない場合には、IOP がその次のセクタグループに行
き、その故障ディスクのデータ再構成が必要なセクタ内
のデータを再構成するためにこのプロセスを繰り返す。
このプロセスは、その故障ディスクの全セクタが再構成
され終わるまで反復される。
【００４７】しかし、そのパリティエントリが、「置換
データ」を含むものとしては示されず、むしろ真のパリ
ティエントリである場合には、そのセクタグループの全
ての非故障ディスク内のデータが読み取られ、パリティ
エントリとXOR される。データディスク内のバージョン
番号とパリティディスク内のバージョン番号とが整合す
る場合には、復元されつつある故障ディスクのセクタに
関するパリティディスク内のバージョン番号が、その故
障ディスク内に書き込まれ、その復元データがその故障
ディスクのセクタ内に書き込まれる。これらのバージョ
ン番号が整合しない場合には、そのセクタが無効セクタ
と識別され、そのセクタが無効であるということを表示
する情報がホストに送られ、そのセクタ内のデータの再
構成は不可能である。
データ」を含むものとしては示されず、むしろ真のパリ
ティエントリである場合には、そのセクタグループの全
ての非故障ディスク内のデータが読み取られ、パリティ
エントリとXOR される。データディスク内のバージョン
番号とパリティディスク内のバージョン番号とが整合す
る場合には、復元されつつある故障ディスクのセクタに
関するパリティディスク内のバージョン番号が、その故
障ディスク内に書き込まれ、その復元データがその故障
ディスクのセクタ内に書き込まれる。これらのバージョ
ン番号が整合しない場合には、そのセクタが無効セクタ
と識別され、そのセクタが無効であるということを表示
する情報がホストに送られ、そのセクタ内のデータの再
構成は不可能である。
【００４８】こうして、上記の説明は、上記で言及され
たタイプの電源障害に係わらずにシステムの動作続行を
可能にするための、不揮発性RAM の使用と、バックグラ
ウンド／検証操作の使用と、パリティ置換方法の使用と
に関して、本発明の方法を開示する。そうした方法は、
添付クレームによってのみ範囲が限定されるであって、
上記の実施例には限定されない。
たタイプの電源障害に係わらずにシステムの動作続行を
可能にするための、不揮発性RAM の使用と、バックグラ
ウンド／検証操作の使用と、パリティ置換方法の使用と
に関して、本発明の方法を開示する。そうした方法は、
添付クレームによってのみ範囲が限定されるであって、
上記の実施例には限定されない。
【図１】第１のデータ／パリティ状況の場合におけるデ
ィスクモジュール群内のストライプの各セクタの略図で
ある。
ィスクモジュール群内のストライプの各セクタの略図で
ある。
【図２】第２のデータ／パリティ状況の場合におけるデ
ィスクモジュール群内のストライプの各セクタの略図で
ある。
ィスクモジュール群内のストライプの各セクタの略図で
ある。
【図３】第３のデータ／パリティ状況の場合におけるデ
ィスクモジュール群内のストライプの各セクタを示す略
図である。
ィスクモジュール群内のストライプの各セクタを示す略
図である。
【図４】第４のデータ／パリティ状況の場合におけるデ
ィスクモジュール群内のストライプの各セクタを示す略
図である。
ィスクモジュール群内のストライプの各セクタを示す略
図である。
【図５】第５のデータ／パリティ状況の場合におけるデ
ィスクモジュール群内のストライプの各セクタを示す略
図である。
ィスクモジュール群内のストライプの各セクタを示す略
図である。
【図６】本発明のディスクモジュールシステムのブロッ
ク図である。
ク図である。
【図７】様々なデータ書込み状況を示す流れ図である。
【図８】様々なデータ読取り状況を示す流れ図である。
【図９】ディスクモジュールアレイのオープンに関する
流れ図である。
流れ図である。
【図１０】バックグラウンド／検証操作に関する流れ図
である。
である。
【図１１】故障ディスク内のデータの復元に関する流れ
図である。
図である。
１、２、３、....Ｎ セクタ Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅ ディスクユニット 10 ディスクアレイ 11 ディスク記憶セクタ 12 ストライプ 21 識別領域 25 ディスクアレイＩ／０制御プロセッサ 26 ホストコンピュータ 27 ディスクモジュール 28 不揮発性ランダムアクセス記憶装置
─────────────────────────────────────────────────────
【手続補正書】
【提出日】平成５年４月６日
【手続補正１】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】全図
【補正方法】変更
【補正内容】
【図１】
【図２】
【図３】
【図４】
【図５】
【図６】
【図７】
【図８】
【図９】
【図１０】
【図１１】
Claims (2)
- 【請求項１】 選択された数の前記ディスクに属する記
憶セクタがユーザデータを収容し、前記ディスクの選択
された１つに属する記憶セクタが、そのパリティエント
リに対応する前記記憶セクタ内のユーザデータエントリ
と整合する冗長パリティエントリを収容し、前記ディス
ク内の対応するユーザデータセクタとパリティセクタと
が識別可能なセクタグループを形成し、更に、前記ユー
ザデータディスクの１つが作動不能であって且つその作
動不能ユーザデータディスク内のユーザデータがその他
のユーザデータディスク内のユーザデータとパリティデ
ィスク内のパリティエントリとから復元される低下モー
ドにおいて前記複数のデータ記憶ディスクが作動させら
れている時に使用される、複数のデータ記憶ディスクに
対するアクセスを制御するためのプロセッサを有するシ
ステム内でデータを取り扱う方法であって、 １つの作動ディスクの選択されたセクタの中に新たなデ
ータを書き込む前に、前記作動不能ディスクの対応セク
タに関する復元ユーザデータを、前記パリティディスク
内のパリティセクタを前記復元ユーザデータに置き換え
るために、前記パリティディスクの該当パリティセクタ
の中に書き込む段階と、 その復元ユーザデータが前記パリティディスクの中に既
に書き込まれた動作不能ディスクを識別する情報を、前
記パリティディスクの特定の識別領域に書き込む段階
と、 前記新たなデータを前記作動ディスクの前記選択された
セクタの中に書き込む段階とを含む前記方法。 - 【請求項２】 前記作動不能ディスクのセクタからデー
タが読み取り不可能である場合に、前記パリティディス
クの該当パリティセクタ内のエントリが前記作動不能デ
ィスクの復元データであるかどうかを確認するために、
前記パリティディスクの前記特定の識別領域内の情報を
読み取る段階と、 前記特定の識別領域内の情報が、前記作動不能ディスク
の該当データセクタに関する復元ユーザデータとして対
応パリティセクタ内のエントリを明示する場合に、前記
パリティディスクの該当パリティセクタ内のデータを読
み取る段階とを更に含む請求項１に記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/847,639 US5305326A (en) | 1992-03-06 | 1992-03-06 | High availability disk arrays |
| US847639 | 1992-03-06 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0612192A true JPH0612192A (ja) | 1994-01-21 |
| JP3226370B2 JP3226370B2 (ja) | 2001-11-05 |
Family
ID=25301125
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP07101393A Expired - Fee Related JP3226370B2 (ja) | 1992-03-06 | 1993-03-05 | 高可用度ディスク配列に関する改善 |
Country Status (7)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5305326A (ja) |
| EP (1) | EP0559487B1 (ja) |
| JP (1) | JP3226370B2 (ja) |
| AU (1) | AU653671B2 (ja) |
| CA (1) | CA2089834A1 (ja) |
| DE (1) | DE69323225T2 (ja) |
| IL (1) | IL104743A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2012018624A (ja) * | 2010-07-09 | 2012-01-26 | Nec Corp | データ記録再生装置、データ記録方法、及び、データ記録プログラム |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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