JPH06266508A

JPH06266508A - ディスクアレイ制御方法

Info

Publication number: JPH06266508A
Application number: JP5050398A
Authority: JP
Inventors: Tetsuhiko Fujii; 哲彦藤井; Akira Yamamoto; 山本　　彰; Takao Sato; 孝夫佐藤; Minoru Yoshida; 稔吉田
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1993-03-11
Filing date: 1993-03-11
Publication date: 1994-09-22

Abstract

(57)【要約】【目的】冗長構成を採用したディスクアレイにおける
ディスク故障時の性能低下を防止する。【構成】ディスクアレイを構成するディスクに故障が
生じた際、故障ディスクに格納されていたデータを上書
きする上書き用の冗長データを選択し、故障したディス
ク内のデータまたは冗長データを上書き用の冗長データ
の上に上書きし、ディスク構成を管理する管理テーブル
を更新する。【効果】ディスク故障時のディスクアクセス回数を低
減することができ、ディスク故障時のディスクアレイの
性能低下を防止することができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、コンピュータシステム
における外部記憶装置の制御方法にかかり、特に、複数
のディスク装置により冗長構成をなすディスクアレイ装
置の障害時の性能低下を防止を考慮したディスクアレイ
制御方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、コンピュータシステムにおけるＩ
／Ｏネックを解決する為の、一つのアプローチとして、
冗長構成のディスクアレイが注目され、技術開発が活発
に行われている。冗長構成のディスクアレイはＲＡＩＤ
（Redundant Array of Inexpensive Disks）と呼ば
れ、その構成方式として、ＲＡＩＤ３、ＲＡＩＤ４、Ｒ
ＡＩＤ５が知られている。ＲＡＩＤに関しては、例え
ば、デー・パターソン、ジー・ギブソン、アール・カッ
ツ等による、「アケースフォーリダンダントアレ
イズオブインイクスペンシブディスクス（レイ
ド）、エーシーエムシグモッドカンファレンスプロ
シーディングズ（D.Patterson, G.Gibson, R.Katz, "A
Case for Redundant Arrays of Inexpensive Disks (RA
ID)", ACM SIGMOD conference proceedings, 1988, pp.
109-116）」に述べられている。

【０００３】ＲＡＩＤ３とは、ディスクアレイを構成す
るディスクをデータを格納するディスク（以下、データ
ディスクと呼ぶ）と冗長データを格納するディスク（以
下、パリティディスクと呼ぶ）とに分け、ホストコンピ
ュータから見える論理的なディスクのアドレスが、実際
にデータを格納する物理ディスク間を切り替わる大きさ
（以下、データストライプサイズと呼ぶ）を、１ビット
ないし１バイト、あるいは１セクタ等と小さくとったも
のである。これにより、典型的なディスクアクセスが、
アレイを構成する全てのディスクにまたがるようにして
ある。ＲＡＩＤ３は、大量データの一括転送能力が優れ
ている。

【０００４】一方、ＲＡＩＤ４とは、ＲＡＩＤ３と同様
に、ディスクアレイを構成するディスクをデータディス
クとパリティディスクを分け、データストライプサイズ
を典型的なディスクアクセスのデータサイズ以上にし
て、典型的なディスクアクセスが、１台の物理ディスク
に収まるようにしたものである。ＲＡＩＤ４では、複数
個のライトアクセス間で、パリティディスクが競合する
という問題がある。

【０００５】また、ＲＡＩＤ５は、ＲＡＩＤ４における
パリティディスク競合の問題を解決するために、冗長デ
ータをディスクアレイを構成する複数台のディスク間に
分散して格納するようにしたものである。ＲＡＩＤ５に
おいて、あるディスクが故障したときの、デグレード時
の動作や性能、予備のホットスタンバイディスクへの故
障ディスクのデータの回復の方法や性能に関しては、例
えば、エム・ホランド、ジー・ギブソン、等による「パ
リティデクラスタリングフォーコンティニアス
オペレーションインリダンダントディスクアレ
イズ、エーエスピーロス−ブイプロシーディングズ」
（M.Holland, G.Gibson, "Parity Declustering for Co
ntinuous Operation in Redundant Disk Arrays", ASPL
OS-V Proceedings, October 12-15, 1992, pp.2-9.）に
開示されている。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】上記従来技術によれ
ば、ディスクアレイ内のディスク故障に対する信頼性は
向上されるが、ディスク故障が存在するときに、データ
のリード／ライトを行なう場合、ディスク故障のない時
に比べ、ディスクアクセス回数が増大するという問題が
あった。

【０００７】例えば、ＲＡＩＤ４のディスクアレイで
は、通常、少量のデータの読み出しであれば、ディスク
のアクセス回数は１回で済む。しかし、ディスクアレイ
内のあるデータディスクが故障したとき、故障したディ
スク内のデータを読み出そうとすると、正常なデータデ
ィスク、及び冗長ディスクから、リードしようとするデ
ータを復元するのに必要なデータおよび冗長データを読
み出し、排他的論理和を取るなどして、目的とするデー
タを復元する必要がある。従って、データの冗長構成の
単位であるパリティグループが、ｎ個のデータとｍ個の
冗長データにより構成されるものを考えた場合、少なく
とも、残りの正常なデータディスクｎ−１台と、冗長デ
ィスク１台から、データを読み出さなければならないこ
とになる。このため、最低でも計ｎ台のディスクをアク
セスする必要が生じる。つまり、故障したディスク内の
データを読み出そうとした場合には、ディスクアクセス
回数が、最低でも通常のリード時のｎ倍に増加すること
になる。

【０００８】同様に、ＲＡＩＤ５においても、通常、少
量のデータの読み出し時には、ディスクのアクセス回数
は１回で済む。これに対して、ディスクアレイ内のディ
スクが故障したとき、故障ディスク内のデータを読み出
すためには、データの復元を行うために、残りの正常な
ディスクのうち、データを格納しているディスクｎ−１
台と、冗長データを格納しているディスク少なくとも１
台をアクセスして、データの復元に必要な、ｎ−１個の
データと、少なくとも１個の冗長データを、読み出す必
要がある。従って、この場合にも、最低ｎ台のディスク
をアクセスする必要がある。

【０００９】以上、データの読み出しの場合を例に説明
したが、同様のことがデータの書き込み時にも問題とな
る。

【００１０】従って、本発明の目的は、ディスクアレイ
に関する上述したような問題を解決し、ディスク故障時
における故障ディスク内のデータに対するリード／ライ
ト時の、ディスクアクセス回数の増加を防止したディス
クアレイの制御方法を提供することにある。

【００１１】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明におけるディスクアレイの制御方法は、デー
タを格納するための少なくとも１のディスク装置と冗長
データを格納するための少なくとも１のディスク装置と
を備えたディスクアレイシステムにおけるディスクアレ
イ制御方法において、前記データを格納するディスク装
置および冗長データを格納するディスク装置の故障を検
知し、前記故障が検知された場合、前記冗長データを格
納するディスク装置から任意のディスク装置を選択し、
前記故障が検知された以外のディスク装置に格納された
データおよび冗長データを用い前記故障が検知されたデ
ィスク装置のデータを復元し、該復元されたデータを前
記選択により選択されたディスクに記録することを特徴
としている。

【００１２】より詳しくは、多重度ｎ（≧１）のデータ
に対してｍ（≧１）個の冗長データを記録する、ディス
クの冗長構成を採用したディスクアレイにおいて、ｋ
（ｍ≧ｋ≧１）台のディスクが故障した時に、まず、ｍ
個の冗長データのうち、ｋ個の冗長データを選択し、故
障したｋ台のディスク内に記録されていたｋ個のデータ
または冗長データのうち、データと、前記ステップ１で
選択しなかった冗長データを復元し、正常なディスク内
の、前記ステップ１で選択したｋ個の冗長データの格納
されていた領域に書き込む。

【００１３】

【作用】本発明によれば、ディスクアレイを構成するデ
ィスクの一部に故障が生じた際、冗長データを記録した
ディスクから故障が生じたディスクに格納されたデータ
または冗長データを重ね書きするディスクを選択し、こ
の選択されたディスクに故障により失われたデータを復
元して記録する。このため、ホストコンピュータからの
リード／ライト要求に対し、ディスク故障が存在する場
合であっても復元されたデータを用いて処理を行なうこ
とができ、アクセス回数の増大を抑えることが可能であ
る。従って、ディスク故障時における性能低下を防止す
ることができる。

【００１４】

【実施例】以下、本発明につき、図面を用い詳細に説明
する。

【００１５】図１は、本発明が適用される計算機システ
ムの構成図であり、計算機システム内におけるディスク
アレイの位置付けを簡略に示したものである。図１にお
いて、１００はディスクアレイであり、ディスクアレイ
内においてデータのリード／ライト等の制御を行なうデ
ィスクアレイコントローラ２００と、複数のディスクド
ライブ３００から構成されている。４００は、ディスク
アレイ１００が接続されるホストコンピュータである。
このような計算機システムにおいて、ディスクアレイ１
００は、複数台のディスクドライブ３００をホストコン
ピュータ４００に論理的に一つのディスク装置に見せる
機能を持つ。以下、本実施例では、ＲＡＩＤ５構成のデ
ィスクアレイについて述べるが、本発明は、ＲＡＩＤ４
構成のディスクアレイにも適用できることはいうまでも
ない。

【００１６】図２は、ホストコンピュータから見たディ
スクアレイのイメージである論理ディスクと、実際にデ
ータを格納する物理ディスクとの間の対応を示したマッ
ピング機能図である。

【００１７】図２において、２００はディスクアレイコ
ントローラ、３０１はホストコンピュータから見えるデ
ィスクアレイのイメージである論理ディスク、３００は
実際にデータを格納するディスクドライブ、即ち物理デ
ィスクである。５０１は論理ディスクにおけるデータの
管理単位であるデータブロック、５００、６００は物理
ディスクにおけるデータの管理単位であり、それぞれデ
ータを格納するデータブロック、冗長データを格納する
パリティブロックである。図２は、１台の論理ディスク
がｎ＋ｍ台の物理ディスクによって実現される構成を示
している。ｎ＋ｍ台の物理ディスクを、ＤＩＳＫ＃１，
ＤＩＳＫ＃２，，，ＤＩＳＫ＃ｎ，ＤＩＳＫ＃ｎ＋
１，，，ＤＩＳＫ＃ｎ＋ｍと表現する。ここで、論理デ
ィスク３０１のデータブロック５０１、物理ディスクの
データブロック５００、パリティブロック６００は全て
同一の大きさであるとする。この大きさは、論理ディス
ク３０１内のデータが、物理ディスク３００間を切り替
わるデータの折返し単位（ストライプサイズと呼ぶ）で
あるとともに、冗長データが、物理ディスク間を切り替
わる冗長データのストライプサイズでもある。

【００１８】図２に示したアレイ構成は、ＲＡＩＤ５の
レフトシンメトリック（left symmetric）と呼ばれる構
成である。冗長データはｎ個のデータに対して、ｍ個作
成され、ｎ多重のデータに対して、冗長度がｍの冗長構
成となる。７００はデータの冗長構成の単位であるパリ
ティグループであり、ｎ個のデータブロックと、それに
対応したｍ個のパリティブロックからなる。論理ディス
ク３０１と物理ディスク３００の対応は次のようにな
る。論理ディスク３０１内のデータを、先頭からｎ個の
連続したデータブロック毎に区切る。このｎ個のデータ
ブロック毎に、ｍ個の冗長データを作成し、ｎ個のデー
タとｍ個の冗長データで一つのパリティグループ７００
を構成する。各パリティグループ７００には、論理ディ
スク内のアドレスの順に、パリティグループ番号を付け
る。また、ｍ個の冗長データには、一連の記号Ｐ１、Ｐ
２、…、Ｐｍを付ける。

【００１９】パリティグループ７００内のデータと冗長
データの、物理ディスクへの格納は次のように行なわれ
る。

【００２０】論理ディスク３０１内のデータブロックに
対して、その番号をｎの剰余系で考えて、１〜ｎの整数
値を与える。次に、対応するｍ個の冗長データＰ１、Ｐ
２、…、Ｐｍに、それぞれ整数値ｎ＋１、ｎ＋２、…、
ｎ＋ｍを与え、パリティグループ内の、ｎ個のデータブ
ロック５００とｍ個のパリティブロック６００に対し
て、１からｎ＋ｍまでの整数値を与える。次に、パリテ
ィグループ番号１のデータブロック５００およびパリテ
ィブロック６００を、それらに与えられた整数値ｉと等
しいディスク番号を有する物理ディスク３００に格納す
る。つまり、パリティグループ番号１のパリティグルー
プについては、データブロック１を、ＤＩＳＫ１に格納
し、データブロック２、３、…、ｎをそれぞれ、ＤＩＳ
Ｋ２、ＤＩＳＫ３、…、ＤＩＳＫｎに格納する。パリテ
ィブロックについては、Ｐ１からＰｍまでを、それぞれ
ＤＩＳＫｎ＋１からＤＩＳＫｎ＋ｍに格納することにな
る。パリティグループ番号ｊ（但し、ｊ≧２）のパリテ
ィグループについては、前述の方法によって整数値が与
えられた各データブロック５００及びパリティブロック
６００を、パリティグループ番号ｊ−１内の同じ整数値
が与えられたデータブロック５００およびパリティブロ
ック６００が格納される物理ディスクのディスク番号
を、１だけ減じたディスク番号を持つ物理ディスク３０
０に格納する。即ち、図２に示すようにパリティグルー
プ番号が１増す毎に、各ブロックの格納位置が、左へ１
つづつずれてゆくことになる。

【００２１】図３には、ディスクアレイの構成図を示
す。図３において、２００はディスクアレイコントロー
ラ、３００はディスクドライブ、４００はホストコンピ
ュータである。ディスクアレイコントローラ２００は、
ＣＰＵ２１０、冗長データの生成、及び障害ディスク内
のデータを復元するパリティ生成・データ復元回路２２
０、ホストコンピュータ４００との間のでデータの受渡
し等を行なうホストインタフェース２３０、それぞれ対
応するディスクドライブを制御するドライブコントロー
ラ２４０、メモリ２６０、及びメモリ２６０へのデータ
のリード／ライトを制御するメモリコントローラ２５０
を含んで構成される。これらディスクアレイコントロー
ラ２００の構成要素は、バス２７０により互いに接続さ
れている。

【００２２】メモリ２６０には、各種の処理をＣＰＵ２
１０が実施するためのプログラムと、各ディスクドライ
ブ３００の状態を管理するディスク状態管理テーブル２
６１、冗長データを管理するためのパリティ管理テーブ
ル２６２、ディスク故障からの回復処理の状態を示す回
復処理管理テーブル２６３、各パリティグループ毎にデ
ータ及び冗長データがどのディスクドライブに格納され
ているかを示すパリティ構成管理テーブル２６４、およ
び回復処理に用いられ、データが上書きされている冗長
データの種別を記録する上書き用パリティ管理テーブル
２６５等の制御テーブルが格納されている。

【００２３】以下、本実施例において中心的役割を果た
すディスク故障時における冗長構成の再構成の方法につ
いて説明する。なお、ここでは、説明の便宜上、６台の
ディスクで構成され、各パリティグループが４個のデー
タブロックと２個のパリティブロックからなるディスク
アレイを想定して説明する。

【００２４】図４、図５に、ディスク状態管理テーブル
２６１の論理的な構成を示す。ディスク状態管理テーブ
ル２６１には、各ディスク毎に、それが正常であるか、
故障中であるかが示されている。図４は、全てのディス
クが正常状態にある場合のディスク状態管理テーブルを
示しており、図５はＤＩＳＫ＃２のディスクが故障して
いる場合のディスク状態管理テーブルを示している。

【００２５】図６、図７にはパリティ管理テーブル２６
２の論理的な構成を示す。パリティ管理テーブルは、個
々の冗長データがそれぞれ冗長データとして使用中であ
るか、ディスク故障により故障ディスクのデータを上書
きされたものであるか（使用中止）を管理する。図６に
示すパリティ管理テーブルは、２つの冗長データがとも
に冗長データとして使用されていることを示しており、
図７に示すパリティ管理テーブルは、冗長データＰ２が
データの上書き用に用いられていることを示している。

【００２６】図８に、回復処理管理テーブル２６３の論
理的構成を示す。回復処理管理テーブル２６３は、パリ
テイグループ毎に、故障したディスク内のデータを冗長
データが記録されているディスクに上書きすることによ
り回復済みか、まだ未回復であるかを管理する。

【００２７】図９乃至図１４には、パリティ構成管理テ
ーブル２６４の論理的構成を示す。パリティ構成管理テ
ーブル２６４は、各パリティグループ毎に、各物理ディ
スク内に格納されているデータ、冗長データを識別する
情報が記録される物理論理変換部と、データおよび冗長
データが、どの物理ディスクに格納されているかを記録
する論理物理変換部とを有している。本実施例ではデー
タＤ１、Ｄ２、Ｄ３、Ｄ４をそれぞれ識別する情報とし
て整数値１、２、３、４を、また、冗長データＰ１、Ｐ
２を識別する情報として、整数値５、６を用いている。
なお、図９から図１４に示される各パリティ管理テーブ
ルの意味するところは、以下に説明する本実施例の動作
とともに説明する。

【００２８】図１６は、本実施例におけるディスク故障
モニタ処理の流れを示すフローチャートである。ディス
ク故障モニタ処理では、ディスク故障の検知、回復処理
の起動などを行う。

【００２９】ディスク故障モニタ処理では、各ディスク
の状態を調べ、ディスク故障の検知を行い（ステップ１
７０１）、ディスクが故障していなければ、そのまま一
定時間待ち、再びステップ１７０１へ戻ってディスク故
障の検知を行なう（ステップ１７０８）。ステップ１７
０１で、ディスクの故障が検知されると、故障ディスク
の特定を行ない（ステップ１７０２）、以降、故障ディ
スクを制御から切り離して動作するために、制御テーブ
ルの設定を行う（ステップ１７０３）。ここでは制御テ
ーブルの設定として、ディスク状態管理テーブル２６１
の設定とパリティ構成管理テーブル２６４の設定を行
う。

【００３０】ディスクアレイを構成する６台のディスク
が全て正常である場合、ディスク状態管理テーブル２６
１、および、パリティ構成管理テーブル２６４は、それ
ぞれ図４、図９に示す状態にある。ここで、ステップ１
７０１においてディスク故障が検知され、ステップ１２
０２において故障を生じたディスクがＤＩＳＫ＃２であ
ることが特定されたとする。ステップ１７０３では、ま
ず、図５に示すようにディスク管理テーブル２６１のＤ
ＩＳＫ＃２の状態を、正常を示す状態から故障を示す状
態に変更する。次に、図９に示す正常時のパリティ構成
管理テーブル２６４から、ディスク故障時のリード／ラ
イト制御に使用する、故障時のパリティ構成管理テーブ
ル２６１を作成する。具体的には、正常時のパリティ構
成管理テーブルの物理論理変換部の物理ディスク番号２
の列内のデータを無効とする。更に、論理物理変換部
の、物理ディスク番号２のデータを格納していたエント
リ内のデータを無効にする。このようにして作成したパ
リティ構成管理テーブルを図１０に示す。

【００３１】制御テーブルの設定が終了すると、ディス
クが故障する前に使用していた冗長データの個数、即
ち、ディスク故障検知前の冗長度が１以上であったかど
うかチェックする（ステップ１７０４）。このチェック
は、パリティ管理テーブル２６２を調べることにより行
なうことができる。パリティ管理テーブル２６２内に、
使用中の冗長データがｕ個あれば、冗長度ｕで動作して
いたことになる。上長度検査の結果、ディスク故障検知
前に冗長度０で動作していた場合は、ディスク故障によ
り、以降の動作が不可能となるので、ホストコンピュー
タに障害を報告し、停止する（ステップ１７０９）。デ
ィスク故障検知前に冗長度１以上で動作していた場合
は、ステップ１７０５へ進み、故障ディスクのデータを
上書きする冗長データを、パリティ管理テーブル２６２
から選択し、パリティ管理テーブル２６２にを更新す
る。ここでは、２つの冗長データのうち、２番目の冗長
データであるＰ２を故障ディスクのデータ上書き用に選
択し、パリティ管理テーブルのＰ２の状態情報を使用中
から上書き用に変更する。変更後のパリティ管理テーブ
ル２６２を図７に示す。また、選択した冗長データの種
別、Ｐ２を上書き用パリティ管理テーブル２６５に記録
する。

【００３２】次に、回復処理管理テーブル２６３の、全
てのパリティグループ番号の回復状態管理情報を未回復
に設定する。また、回復済みのパリティグループに対す
るリード／ライト処理を制御するために、図１１に示す
ような、データ上書き後のパリティ構成管理テーブルを
作成する（ステップ１７０６）。それから、非同期の回
復処理を起動し（ステップ１７０７）、回復処理終了
後、ステップ１７０１へ戻り、ディスク故障のモニタリ
ングを続ける。

【００３３】次に、ステップ１７０７で実施される回復
処理を説明する。

【００３４】図１７は回復処理の流れを示すフローチャ
ートである。

【００３５】図１７において、ｋは処理中のパリティグ
ループの番号を保持する内部変数である。回復処理は、
ディスクアレイに対するホストコンピュータからのリー
ド／ライトとは非同期に行なわれる。また、回復処理
は、パリティグループ番号１からパリティグループ番号
順に行なわれる。

【００３６】回復処理では、まず、内部変数ｋの値を１
にする（ステップ１８０１）。次に、内部変数ｋが、デ
ィスクアレイ内の最大のパリティグループ番号の値、Ｐ
ＧＮmaxより大きいか否かを判定する（ステップ１８０
２）。内部変数ｋがＰＧＮmaxより大であれば、全ての
パリティグループについて回復処理を完了したことにな
るので、処理を終了する。内部変数ｋがＰＧＮmax以下
であれば、パリティグループ番号ｋのパリティグループ
について回復処理を行う（ステップ１８０３）。パリテ
ィグループ番号ｋのパリティグループについて回復処理
終了後、内部変数ｋに１を加え、次のパリティグループ
の処理へ進む（ステップ１８０４）。

【００３７】図１８は、図１７に示す回復処理１８０３
の詳細な流れを示すフローチャートである。

【００３８】まず、処理対象のパリティグループ（パリ
ティグループ番号ｋ）が、回復済みか否かを、回復処理
管理テーブル２６３により調べ、処理対象のパリティグ
ループ回復済みであれば、回復処理を終了する（ステッ
プ１９０１）。

【００３９】一方、処理対象のパリティグループが未回
復であれば、そのパリティグループ内で、故障ディスク
に格納されていたデータ／冗長データの種別ｃを求める
（ステップ１９０２）。これは次の方法によって可能で
ある。まず、処理対象のパリティグループ番号の値を、
データブロック及びパリティブロックの総数ｎ＋ｍ（本
実施例では６）で除してやり、余りが０であればｎ＋ｍ
を、余りが０以外であればその余りを、そのパリティグ
ループのパリティレイアウト番号として求める。ここ
で、パリティレイアウトとは、パリティグループにおい
て、各物理ディスクに、どのようにデータおよび冗長デ
ータを記録させるかという、データ及び冗長データの物
理ディスクへの配置パターンをいう。多重度ｎのデータ
に、ｍ個の冗長データを付加する冗長構成のＲＡＩＤ５
では、パリティレイアウトは、計（ｎ＋ｍ）個存在す
る。次に、図９に示す正常時のパリティ構成管理テーブ
ル２６４を用い、該当するパリティレイアウト番号の列
と、物理論理変換部の故障ディスクの物理ディスク番号
の行で特定されるエントリ内の値を求める。これが、デ
ータ／冗長データの種別ｃである。

【００４０】次にステップ１９０２で求めた種別ｃが、
上書きに用いられる冗長データか否かを上書き用パリテ
ィ管理テーブル２６５を参照して判定する（ステップ１
９０３）。種別ｃが、上書きに用いられる冗長データで
あれば、上書き処理は不要であり、ステップ１９０８へ
ジャンプする。種別ｃが上書きに用いられる冗長データ
でなければ、ステップ１９０４へ進み、種別ｃがデータ
か冗長データかを判定する。これは、ステップ１９０３
同様、正常時のパリティ構成管理テーブル２６４を参照
することにより可能である。種別ｃがデータであれば、
そのデータを回復するために、同一のパリティグループ
に属するデータと冗長データを格納しているディスクの
番号を、パリティ構成管理テーブルから求め、それらを
該当するディスクから読み出し（ステップ１９０５）、
故障したディスク内のデータを回復する（ステップ１９
０６）。種別ｃが冗長データであれば、その冗長データ
を生成するため、パリティグループ内のデータを、ディ
スクから読み出し（ステップ１９０９）、それらを基に
冗長データを生成する（１９１０）。

【００４１】最後に、回復したデータまたは生成した冗
長データを、上書き用に選択した冗長データの上に上書
きし（ステップ１９０７）、回復状態管理テーブル２６
３の処理対象のパリティグループのエントリに対応する
回復状態管理情報を未回復から回復済みへ変更して処理
を終了する（ステップ１９０８）。

【００４２】図１９は、回復処理中の、ホストコンピュ
ータから要求に対するリード／ライト処理の流れを示す
フローチャートである。

【００４３】ディスクアレイコントローラ２００は、ホ
ストコンピュータからのリード／ライト要求を受ける
と、まず、リード／ライト要求のあったデータの範囲に
対応するパリティグループの範囲（ａ−ｂ）を求める
（ステップ２００１）。ここで、ａをリード／ライト範
囲に対応する最小のパリティグループ番号とし、ｂを同
様に最大のパリティグループ番号とする。パリティグル
ープ番号ａ、ｂは、リード／ライト範囲の論理アドレス
の最小値と最大値をそれぞれ、パリティグループ内のデ
ータの多重度ｎとストライプサイズｓとの積ｓｎで割っ
た商として求められる。

【００４４】次に、リード／ライト処理中のパリティグ
ループの番号を保持する内部変数ｌに値ａを代入する
（ステップ２００２）。内部変数ｌの値がｂより大か否
かを判定し（ステップ２００３）。内部変数ｌがｂより
大であれば、リード／ライト範囲に対応するパリティグ
ループの処理が完了しているので、処理を終了する。内
部変数ｌがｂ以下であれば、パリティグループｌ内のリ
ード／ライト処理を行う（ステップ２００４）。次に、
内部変数ｌに１加算し、ステップ２００３へジャンプし
て処理を続行する（ステップ２００５）。

【００４５】図２０、および２１に、ステップ２００４
の各パリティグループ毎のリード／ライト処理の流れを
示す。

【００４６】パリティグループ毎のリード／ライト処理
では、まず、処理対象のパリティグループが、ディスク
故障から回復済みか否かを、回復処理管理テーブル２６
３を用いて判定する（ステップ２１０１）。回復済みで
あれば、回復済みのリード／ライト処理を行って処理を
終了する（ステップ２１０７）。なお、回復済みのリー
ド／ライト処理は、図１１に示すようなデータ上書き後
のパリティ構成管理テーブルを参照して、リード／ライ
トの対象となるデータの格納されたディスクを調べ、そ
のディスクに対するアクセスを行なうことにより処理を
行うことができる。この時のリード／ライト処理は、デ
ータ多重度ｎに対し、冗長データの数がｍ−１個の、故
障したディスクのない、ディスクアレイに対するリード
／ライト処理に帰着するので、詳しい説明は省略する。

【００４７】処理対象のパリティグループが、未回復で
ある時は、ホストコンピュータから要求された処理がリ
ード処理であるかライト処理であるかにより分岐して処
理を行う（ステップ２１０２）。

【００４８】ホストコンピュータからの処理の要求がリ
ード処理であるときには、まず処理対象のパリティグル
ープ内のリード領域が、どの物理ディスクに対応するか
を求める（ステップ２１０３）。次に、リード領域に故
障ディスクを含むか否かチェックする（ステップ２１０
４）。リード領域に故障ディスクを含まない場合、ステ
ップ２１０３で求めた、物理ディスクから、データを読
み出し（ステップ２１０５）、データをホストコンピュ
ータに転送して処理を終了する（ステップ２１０６）。

【００４９】ステップ２１０４で、リード領域に故障デ
ィスクを含むことがわかったときは、パリティグループ
内の、故障ディスクに格納されるデータ以外のデータ全
てと、故障ディスク内のデータを回復するのに必要な冗
長データを一つ、正常なディスクから読み出す（ステッ
プ２１０８）。そして、故障ディスクのデータを回復し
てステップ２１０６へ進み（ステップ２１０９）、先と
同様に、リード対象のデータをホストコンピュータへ転
送して処理を終了する。ここで、ステップ２１０７にお
いて読み出すデータおよび冗長データが、どの物理ディ
スクに格納されているかは、正常時のパリティ構成管理
テーブル２６４から求めることができる。

【００５０】ステップ２１０２で、ホストコンピュータ
からの処理の要求がライト処理と判定された場合には、
図２１のラベルＷへジャンプし、処理を続ける。以下、
図２１を参照してライト処理につき説明する。

【００５１】まず、正常時のパリティ構成管理テーブル
２６４を用いてパリティグループ内のライト領域が、ど
の物理ディスクに対応するかを求める（ステップ２２０
１）。次に、ライト領域に故障ディスクを含むか否かを
判定する（ステップ２２０２）。ライト領域に故障ディ
スクを含まない場合、ステップ２２０１で求めた物理デ
ィスクから、ライト領域に対応する更新前のデータ（旧
データ）、および更新前の冗長データを読みだす（ステ
ップ２２０３）。次に、ホストコンピュータから受け取
ったライトデータと、ディスクからリードした、旧デー
タ、および更新前の冗長データから、新しい冗長データ
を生成する（ステップ２２０４）。次に、新しい冗長デ
ータと、ライトデータを、それぞれ、該当する物理ディ
スクに書き込み処理を終了する（ステップ２２０５）。

【００５２】以上により、処理対象のパリティグループ
内のライトデータのディスクへの書き込みと、冗長デー
タの更新が完了する。

【００５３】ステップ２２０２で、ライト領域に故障デ
ィスクを含んでいた場合、処理対象のパリティグループ
内の物理ディスクでデータを格納しているもののうち、
ライト領域に対応する物理ディスクを除いた、残りの物
理ディスクからデータをリードする（２２０６）。次
に、ライトデータと、ステップ２２０６でリードしたデ
ータから、新しい冗長データを生成する（２２０７）。
それから、故障ディスクを除いて、ライトデータと、ス
テップ２２０７で生成した新しい冗長データを物理ディ
スクにライトして処理を終了する（ステップ２２０
８）。

【００５４】以上説明したように、本実施例によれば、
回復処理中にも、ホストコンピュータからのリード／ラ
イトアクセスに対する処理を、回復処理と並行して行う
ことができる。なお、以上の説明では、６台のディスク
によりデータの多重度４、冗長度２の冗長構成を採って
いるときに、２番のディスク（ＤＩＳＫ＃２）が故障し
たとき例に説明したが、その後さらに、他のディスクが
故障した場合にも同様の処理手順により回復処理を行な
うことができる。上述したＤＩＳＫ＃２の故障に対する
回復処理完了後に、更にＤＩＳＫ＃４が故障した場合を
例に、このとき用いられるパリティ構成管理テーブルの
例を図１２、図１３、図１４に示す。ＤＩＳＫ＃２の故
障に対する回復処理完了後に、更にＤＩＳＫ＃４が故障
したときは、残りの冗長データＰ１にＤＩＳＫ＃４に格
納されていたデータを上書きすることにより、これを回
復することが可能である。

【００５５】以上述べたように、本実施例によれば、デ
ィスク故障時に、ディスクアレイの冗長構成を、冗長度
を１だけ落とした、故障ディスクの無い冗長構成に再構
成するため、故障ディスク内のデータに対するリード／
ライト処理におけるディスクアクセス回数を従来に比
べ、低減することができる。また、冗長度が１だけ減る
ので、ライト時に更新すべき冗長データの数が１だけ少
なくなり、ライト時のライトペナルティを減らすことも
できる。

【００５６】また、本実施例におけるディスクアレイの
制御方法は、ＲＡＩＤ３構成のディスクアレイに適用す
ることも可能である。例えば、多重度ｎのデータに１個
の冗長データを付加する冗長構成のＲＡＩＤ３に本実施
例における制御方法を適用した場合を考えてみる。デー
タを格納するｎ台のディスクのうち、１台が故障したと
する。このとき、データのリード処理は、データをｎ−
１台のデータディスクから、また、冗長データをそれを
格納する１台のパリティディスクからそれぞれ読み出
し、故障したディスクのデータを復元してそのデータを
ホストコンピュータに送ることにより行なわれる。ま
た、データのライト処理は、ホストコンピュータから送
られてきたデータから、冗長データを作成し、故障して
いないｎ−１台のデータディスクと、１台のパリティデ
ィスクに、それぞれデータと冗長データを書き込むこと
により行なわれる。この場合、リード処理時には故障し
たディスク内のデータの復元が不要となり、ライト時に
は冗長データの生成が不要になるという利点がある。

【００５７】以上説明した実施例では、故障したディス
ク内のデータが通常データ、および冗長データの何れの
場合にもデータ回復を行なっているが、以下、第２の実
施例として、故障したディスク内のデータが冗長データ
である場合にはその回復処理を行なわないものについて
説明する。

【００５８】本実施例においては、システム構成等は第
１の実施例と同じであり、その説明は省略し、ディスク
故障検出時の処理のうち、第１の実施例とは異なる部分
について説明する。

【００５９】本実施例では、図１７に示す回復処理のう
ち、ステップ１８０３におけるパリティグループ毎の回
復処理が第１の実施例とは多少異なる。図２２に本実施
例によるパリティグループ毎の回復処理のフローチャー
トを示す。なお、図２２では、図１８と同様の処理が行
なわれる部分については、図１８と同一の符号を用いて
いる。

【００６０】第１の実施例においても説明したように、
まず、処理対象となっているパリティグループが既に回
復処理が行なわれたものかどうか判定し（ステップ１９
０１）、回復済みであれば処理を終了し、未回復の場
合、次のステップ１９０２に進み、処理対象のパリティ
グループのデータの種別を求める。処理対象のパリティ
グループ内のデータの種別が求まると、それに続いて、
求めた種別が冗長データを示している場合には、そのま
まステップ１９０８に進んで回復状態管理情報の設定を
行ない本処理を終了する。また、ステップ１９０２で求
めた種別が冗長データでない場合には、ステップステッ
プ１９０５へ進み、ステップ１９０６、およびステップ
１９０７、を実行してデータを回復し、ステップ１９０
８で回復状態管理情報の設定を行なって処理を終了す
る。

【００６１】本実施例における回復処理完了後の、パリ
ティ構成管理テーブルを図１５に示す。ライト時の冗長
データ更新、また、更に他のディスク故障が生じた場合
のデータ回復には、図１５に示す、パリティ構成管理テ
ーブルを使用する。図１６に示すように、本実施例では
冗長データに対する回復処理を行なわないため、故障デ
ィスク内に冗長データを記録していたパリティグループ
に対応するパリティレイアウトに対しては、上書きすべ
く選択した冗長データが残っている。即ち、パリティグ
ループによって、保持される冗長データの種別が異なる
場合が生じる。このため、ライト時の冗長データ更新
や、更にディスクが故障した時のデータ復元処理が若干
複雑になってしまう。しかし、故障ディスク内の冗長デ
ータについて回復処理を行なわないことにより、ディス
クアレイの冗長構成の再構成に要する回復処理の時間、
処理データ量を、削減できるというメリットを有してい
る。第１及び第２の実施例では、故障ディスク内のデー
タ（または冗長データ）の回復処理をホストコンピュー
タからのディスクアクセスとは非同期にバックグラウン
ド処理として行なうものについて説明した。次に、第３
の実施例として、ホストコンピュータから、故障したデ
ィスク内のデータに、リードまたはライトアクセスがあ
った時、要求データを対応する上書き用に選択された冗
長データ上に復元する、オンデマンドでのデータ回復の
方法について説明する。

【００６２】図２３、図２４を用いて、ホストコンピュ
ータからのリード／ライト要求の処理に同期して回復処
理を行う場合の、パリティグループ毎のリード／ライト
処理の方法を示す。なお、本実施例においても他の部分
は第１の実施例と同様であるので、その説明は省略す
る。

【００６３】ホストコンピュータからのリード／ライト
要求があったときには、まず、処理対象のデータを含む
パリティグループが回復済みか否かをチェックする（ス
テップ２３０１）。このパリティグループが回復済みで
ある場合には、回復済みのリード／ライト処理を行う
（ステップ２３０７）。ここでは、図２０に示したリー
ド／ライト処理におけるステップ２１０７と同様であ
り、説明は省略する。

【００６４】処理対象のパリティグループが未回復であ
った場合、ホストコンピュータからの処理要求がリード
かライトかによって異なる分岐先に進み処理を行う（ス
テップ２３０２）。ホストコンピュータからの処理要求
がリードのときには、まず、処理対象のパリティグルー
プ内のリード領域が格納される物理ディスクを求める
（ステップ２３０３）。次に、求められた物理ディスク
に故障ディスクを含むか否かチェックする（ステップ２
３０４）。故障ディスクを含まない場合には、ステップ
２３０３で求めた物理ディスクからデータを読み出し
（ステップ２３０５）、そのデータをホストコンピュー
タに転送して処理を終える。（ステップ２３０６）ステップ２３０４で、リード領域に故障ディスクを含む
ことがわかったときは、そのパリティグループに属し、
故障ディスク以外のディスクに格納されているデータ全
てと、故障ディスク内のデータを回復するのに必要な冗
長データを読み出し（ステップ２３０８）、それら読み
出したデータを用いて故障ディスクに格納されていたデ
ータを回復する（ステップ２３０９）。その後、ステッ
プ２３０９で回復した故障ディスクのデータをディスク
故障モニタで選択して、上書き用パリティ管理テーブル
に記録されている冗長データの上に上書きする（ステッ
プ２３１０）。さらに、、回復処理管理テーブル内の処
理対象のパリティグループに対応する回復状態管理情報
に回復済みをセットし（ステップ２３１１）、ステップ
２３０６へ進んでリード対象のデータをホストコンピュ
ータへ転送する。

【００６５】ステップ２３０２で、ホストコンピュータ
からの処理要求がライトと判定された場合には、図２４
のラベルＷへジャンプして処理を続ける。

【００６６】まず、図９に示す正常時のパリティ構成管
理テーブルを用いて、処理対象のデータが属するパリテ
ィグループ内のライト領域が、どの物理ディスクに対応
しているか求める（ステップ２４０１）。次にライト領
域に故障ディスクを含むか否かを判定する（ステップ２
４０２）。ライト領域に故障ディスクを含まない場合に
は、ステップ２４０１で求めた物理ディスクから、ライ
ト領域に対応する更新前のデータ（旧データ）、および
更新前の冗長データを読みだす（ステップ２４０３）。
次に、ホストコンピュータから受け取ったライトデータ
と、ディスクから読み出したライト処理前の旧データ
と、更新前の冗長データから新しい冗長データを生成す
る（ステップ２４０４）。次に、新しい冗長データとラ
イトデータをそれぞれ物理ディスクに書き込んで処理を
終了する（ステップ２４０５）。以上により、処理対象
のパリティグループ内のライトデータのディスクへの書
き込みと、パリティの更新が完了する。

【００６７】一方、ステップ２４０２において、ライト
領域に故障ディスクを含むことが分かった場合には、処
理対象のデータが属するパリティグループ内の物理ディ
スクでデータを格納しているもののうち、ライト領域に
対応する物理ディスクを除いた、残りの物理ディスクか
らデータを読み出す（２４０６）。次に、ライトデータ
と、ステップ２４０６で読み出したデータから新しい冗
長データを生成する（２４０７）。それから、故障ディ
スクを除いた健在なディスクのライトデータをそれぞれ
のディスクに書き込み、ステップ２４０７で生成した新
しい冗長データのうち、故障ディスクのデータを上書き
する冗長データを除く冗長データをそれぞれ対応するデ
ィスクにライトし、故障ディスクへのライトデータをデ
ィスク故障モニタにより選択された上書き用の冗長デー
タの上に書き込み（ステップ２４０８）、回復状態管理
情報をセットして処理を終了する（ステップ２４０
９）。以上、述べた処理方法により、ホストコンピュー
タからのリード／ライト要求の処理に同期した、故障デ
ィスク内のデータの正常なディスク内の冗長データ上へ
の上書き処理（回復処理）を行うことができる。なお、
本実施例によるオンデマンドでのデータ回復の方法で
は、故障ディスク内のデータのみを復元し、故障ディス
ク内の冗長データは復元していない。

【００６８】以上説明した第３の実施例では、故障ディ
スク内のデータの回復処理をホストコンピュータからリ
ード／ライト要求に同期して行なうため、ホストコンピ
ュータからリード／ライト要求の処理に際して復元され
たデータを用いることができ、バックグラウンドで回復
処理を行なう場合に比べ、回復処理自体でのディスクア
クセス回数を低減させることができる。また、本実施例
による回復処理を、例えば、第１の実施例で説明したよ
うなバックグラウンドの回復処理と並行して行なうこと
もできる。この場合には、バックグラウンドの回復処理
時に、回復状態管理テーブルを、パリティグループ番号
が小さいものから検索して、最もパリティグループ番号
が小さい未回復のパリティグループを見つけて回復処理
を行えばよい。

【００６９】第３の実施例では、ホストコンピュータか
らのリード／ライト要求に同期して、故障ディスク内の
データにリードまたはライトが直接行われた場合にのみ
故障ディスク内のアクセス対象となったデータを回復し
ていたが、リード／ライトの対象となるデータが属する
パリティグループ内の故障ディスクに格納されたデータ
及び冗長データを上書きすべく選択された冗長データ上
に回復してもよい。以下、第４の実施例として、このよ
うなデータの回復方法について、図２５及び図２６を用
い説明する。

【００７０】第３の実施例と同様に、まず、ステップ２
３０１で、処理対象のパリティグループが回復済みか否
かをチェックし、回復済みである場合には、回復済みの
リード／ライト処理を行う（ステップ２３０７）。処理
対象のパリティグループが未回復であった場合には、ホ
ストコンピュータからの処理要求がリードかライトかに
よって分岐して処理を行う（ステップ２３０２）。ホス
トコンピュータからの処理要求がリードの時には、まず
処理対象のパリティグループ内のリード領域が、どの物
理ディスクに対応するか（ここでは、物理ディスクｄ〜
ｅが該当するものとする）を求める（ステップ２３０
３）。次に、当パリティグループの故障ディスク内のデ
ータ及び冗長データの種別ｆを判定する（ステップ２６
０１）。種別ｆが上書き用に選択された冗長データであ
る場合は、物理ディスクｄ〜ｅからデータをリードし
（ステップ２６０２）、回復処理管理テーブルの回復状
態管理情報を回復済みにセットする（２６０３）。さら
に、データをホストコンピュータに転送して処理を終え
る（ステップ２３０６）。

【００７１】ステップ２６０１で種別ｆが上書き用に選
択されていない冗長データである場合には、当パリティ
グループ内の全てのデータをディスクから読み出し（ス
テップ２６０４）、故障ディスク内の冗長データを生成
し（ステップ２６０５）、ステップ２６０５で生成した
故障ディスク内の冗長データを上書き用に選択されてい
る冗長データに上書きしてステップ２６０３へ進む（ス
テップ２６０６）。

【００７２】また、ステップ２６０１で、種別ｆがデー
タであった場合は、当パリティグループ内の、故障して
いないディスクに含まれる全てのデータと、冗長データ
を一つディスクから読み出し（ステップ２６０７）、故
障ディスク内のデータを回復した後（ステップ２６０
８）、故障ディスク内のデータを上書き用として選択さ
れている冗長データに上書きしてステップ２６０３へ進
む（ステップ２６０９）。

【００７３】ステップ２３０２で、ホストコンピュータ
からの処理要求がライトであるときには、図２６のラベ
ルＷへジャンプする。

【００７４】ステップ２４０１でパリティグループ内の
ライト領域を物理ディスク番号（先程と同様に、物理デ
ィスクｄ〜ｅが該当するものとする）に変換し、ステッ
プ２７０１へ進み、当パリティグループ内の故障ディス
ク内のデータあるいは冗長データの種別（ｆとする）を
判定する。種別ｆが上書き用に選択されている冗長デー
タである場合、物理ディスクｄ〜ｅから旧データを読み
出し、更に故障していないディスクから当パリティグル
ープの冗長データを読み出す（ステップ２７０２）。次
に、ステップ２７０２で読み出した旧データ、旧冗長デ
ータと、ホストコンピュータからのライトデータとから
新しい冗長データを生成する（ステップ２７０３）。そ
して、新しい冗長データとライトデータをディスクに書
き込み（ステップ２７０４）、回復処理管理テーブルの
回復状態管理情報に回復済みをセットして処理を終了す
る（ステップ２７０５）。

【００７５】ステップ２７０１で種別ｆが上書き用に選
択されていない冗長データである場合は、物理ディスク
ｄ〜ｅ以外のディスクから当パリティグループの残りの
データを読み出し（ステップ２７０６）、この読み出し
たデータとライトデータとから、新しい冗長データを生
成し（ステップ２７０７）、ライトデータおよび健全な
ディスクに書き込まれる冗長データをそれぞれ該当する
ディスクへ書き込み、ステップ２７０５へ進む（ステッ
プ２７０８）。

【００７６】また、ステップ２７０１で種別ｆがデータ
である場合は、当パリティグループ内のデータを格納し
ているディスクのうちディスクｄ〜ｅを除くディスクか
らデータをリードし、更に必要なら冗長データをも読み
出し（ステップ２７０９）、ライトデータとステップ２
７０９で読み出したデータ、冗長データから新しい冗長
データを生成し、更に必要であれば、故障ディスク内の
データを復元する（ステップ２７１０）。そして、故障
していない健在なディスクのライトデータをディスクラ
イトし、上書きしない冗長データをディスクライトし、
ライトデータまたはステップ２７１０で復元したデータ
として得られる、故障ディスク内のデータを、上書き用
として選択されている冗長データ上に上書きし（ステッ
プ２７１１）、ステップ２７０５へ進む。

【００７７】以上説明した処理により、ホストコンピュ
ータからのリード／ライトに同期して、リード／ライト
対象のデータが属するパリティグループ内のデータまた
は冗長データであって、故障ディスクに格納されたデー
タまたは冗長データを上書き用として選択した冗長デー
タ上に回復することができる。

【００７８】以上、本発明について、４つの実施例を基
に説明してきたが、以上説明した実施例によれば、ＲＡ
ＩＤ４、あるいはＲＡＩＤ５によるディスクアレイにお
いて、一部のディスクに故障が生じた際、ディスクアレ
イ内の故障ディスクを排除して、健全なディスクのみで
データ構成を再編成するので、ディスク故障時における
データアクセス処理の性能低下を防止することができ
る。図２７、２８にそれぞれＲＡＩＤ４、ＲＡＩＤ５に
おける本発明と従来方式のアクセス回数につき、表にし
て示す。また、以上説明してきた実施例では、データ
格納用のディスクと冗長データ格納用のディスクからな
るディスクアレイについて説明したが、本発明は、さら
に、ディスク故障時に故障ディスクの代替用として用い
られるホットスタンバイディスクを有するディスクアレ
イに適用することもできる。ホットスタンバイディスク
を有するディスクアレイでは、ディスク故障時に、故障
ディスク上のデータや冗長データをホットスタンバイデ
ィスク上に復元する。この場合でも、ディスクの故障が
重なり、全てのホットスタンバイディスクを代替として
使いきっているような状態で、更にディスクの故障が発
生したようなときに本発明が有効となる。

【００７９】さらに、本発明をＲＡＩＤ３のディスクア
レイに適用した場合には、ホストコンピュータからのデ
ータリード要求に対する処理における故障ディスクのデ
ータを復元する復元処理、あるいはホストコンピュータ
からのデータライト要求に対する処理における冗長デー
タを生成する処理を省けるといった利点がある。

【００８０】

【発明の効果】本発明によれば、ディスクアレイを構成
する一部のディスクに故障が生じたときであっても、故
障ディスクに対するリード／ライト時のディスクアクセ
ス回数増加を防ぐことができる。また、このような場合
における正常なディスクに対するライト時のディスクア
クセス回数についても、低減することが可能となり、デ
ィスク故障時の性能低下を抑えることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明が適用される計算機システムの構成図で
ある。

【図２】論理ディスクと物理ディスクの対応関係を示す
マッピング機能図である。

【図３】ディスクアレイの構成図である。

【図４】正常時のディスク状態管理テーブルの論理的構
成図である。

【図５】ディスク故障時のディスク状態管理テーブルの
論理的構成図である。

【図６】正常時のパリティ管理テーブルの論理的構成図
である。

【図７】ディスク故障時のパリティ管理テーブルの論理
的構成図である。

【図８】回復処理管理テーブルの論理的構成図である。

【図９】正常時のパリティ構成管理テーブルの論理的構
成図である。

【図１０】ディスク故障時のパリティ構成管理テーブル
の論理的構成図である。

【図１１】再構成後のパリティ構成管理テーブルの論理
的構成図である。

【図１２】ディスク２故障時の回復処理完了後のパリテ
ィ構成管理テーブルの論理的構成図である。

【図１３】ディスク２の回復処理完了後、更にディスク
４が故障したときのパリティ構成管理テーブルの論理的
構成図である。

【図１４】ディスク２、４の回復処理完了後のパリティ
構成管理テーブルの論理的構成図である。

【図１５】本発明の第２の実施例における再構成後のパ
リティ構成管理テーブルの論理的構成図である。

【図１６】ディスク故障モニタの処理フローチャートで
ある。

【図１７】非同期の回復処理のフローチャートである。

【図１８】パリティグループ毎の回復処理のフローチャ
ートである。

【図１９】リード／ライト処理のフローチャートであ
る。

【図２０】パリティグループ毎のリード／ライト処理の
フローチャートである。

【図２１】パリティグループ毎のリード／ライト処理の
フローチャートである。

【図２２】本発明の第２の実施例によるパリティグルー
プ毎の回復処理のフローチャートである。

【図２３】リード／ライトに同期した回復処理を行う場
合のパリティグループ毎のリード／ライト処理のフロー
チャートである。

【図２４】リード／ライトに同期した回復処理を行う場
合のパリティグループ毎のリード／ライト処理のフロー
チャートである。

【図２５】パリティグループ毎のリード／ライト処理の
フローチャートである。

【図２６】パリティグループ毎のリード／ライト処理の
続きである。

【図２７】ＲＡＩＤ４における本発明と従来技術との効
果の差を示す比較図である。

【図２８】ＲＡＩＤ５における本発明の従来技術との効
果の差を示す比較図である。

【符号の説明】

１００…ディスクアレイ、２００…ディスクアレイコン
トローラ、２１０…ＣＰＵ、２２０…パリティ生成・デ
ータ復元回路、２３０…ホストインタフェース、２４０
…ドライブコントローラ、２５０…メモリコントロー
ラ、２６０…メモリ、２７０…バス、３００…ディスク
ドライブ、３０１…論理ディスク、４００…ホストコン
ピュータ、５００，５０１…データブロック、６００…
パリティブロック、７００…パリティグループ、７０１
…パリティグループ番号である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者吉田稔神奈川県小田原市国府津2880番地株式会社日立製作所ストレージシステム事業部内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】データを格納するための少なくとも１のデ
ィスク装置と冗長データを格納するための少なくとも１
のディスク装置とを備えたディスクアレイシステムにお
けるディスクアレイ制御方法において、前記データを格
納するディスク装置および冗長データを格納するディス
ク装置の故障を検知し、前記故障が検知された場合、前
記冗長データを格納するディスク装置から任意のディス
ク装置を選択し、前記故障が検知された以外のディスク
装置に格納されたデータおよび冗長データを用い前記故
障が検知されたディスク装置のデータを復元し、該復元
されたデータを前記選択により選択されたディスクに記
録することを特徴とするディスクアレイ制御方法。
【請求項２】前記復元するステップと、前記記録するス
テップは、ホストコンピュータからのディスクアレイへ
のリードおよびライトアクセスとは非同期なバックグラ
ウンド処理として行なわれることを特徴とする請求項１
記載のディスクアレイ制御方法。
【請求項３】前記復元するステップと、前記記録するス
テップは、ホストコンピュータからの故障ディスクへの
リードおよび／またはライトアクセス時に同期して行な
われることを特徴とする請求項２記載のディスクアレイ
制御方法。
【請求項４】請求項１記載のディスクアレイ制御方法に
おいて、前記ディスクアレイシステムは、故障ディスク
装置を代替する少なくとも１台のホットスタンバイ用の
予備ディスクを備え、前記故障を検知するステップにお
いて故障が検知された際、前記呼びディスクが全て代替
用として用いられている場合に前記選択するステップ、
復元するステップ、および記録するステップを実行する
ことを特徴とする請求項１記載のディスクアレイ制御方
法。
【請求項５】前記各ステップを繰り返し実施することを
特徴とする請求項１記載のディスクアレイ制御方法。
【請求項６】多重度ｎ（≧１）のデータに対してｍ（≧
１）個の冗長データを記録する、ディスクの冗長構成を
採用したディスクアレイを制御するディスクアレイ制御
方法であって、ｋ（ｍ≧ｋ≧１）台のディスクが故障し
た時に、前記ｍ個の冗長データの中からｋ個の冗長デー
タを選択するステップと、故障したｋ台のディスク内に
記録されていたｋ個のデータを前記ステップで選択した
ｋ個の冗長データの格納されていた領域に書き込むステ
ップを有し、前記故障したｋ個のディスク内に記録され
ていたｋ個のデータを正常なディスク内の冗長データの
格納されているｋ個の領域に書き込むことによりディス
クの冗長構成を再構成することを特徴とするディスクア
レイ制御方法。
【請求項７】前記ディスクの冗長構成の再構成処理が、
ホストコンピュータから前記ディスクアレイへのリード
／ライトアクセスとは非同期なバックグラウンド処理と
して行なわれることを特徴とする請求項６記載のディス
クアレイ制御方法。
【請求項８】前記ディスクの冗長構成の再構成処理が、
ホストコンピュータから故障ディスクへのリード／ライ
トアクセス時に、該リード／ライトアクセスと同期して
行なわれることを特徴とする請求項６記載のディスクア
レイ制御方法。
【請求項９】前記ディスクアレイは、さらにｓ（≧１）
台のホットスタンバイの予備ディスクを有し、ディスク
故障時に、全ての予備ディスクを使いきって、予備ディ
スクがなくなった状態で、更にディスクが故障したとき
に、前記ディスクの冗長構成の再構成処理を行うことを
特徴とする請求項６記載のディスクアレイ制御方法。
【請求項１０】前記ディスクアレイは、さらにｓ（≧
１）台のホットスタンバイの予備ディスクを有し、ｋ
（ｍ＋ｓ≧ｋ＞ｓ）台のディスクが故障した時に、故障
ディスク内のデータおよび冗長データの予備ディスクへ
の回復と前記ディスクの冗長構成の再構成とを行うこと
を特徴とする請求項６記載のディスクアレイ制御方法。
【請求項１１】前記冗長データが２以上であって、前記
ディスクの冗長構成の再構成を複数回繰り返すことを特
徴とする請求項６記載のディスクアレイ制御方法。