JPH06332632A - ディスクアレイ装置及びその制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】データを分散させて処理性能を向上させるＲＡ
ＩＤ（レベル５）のディスクアレイシステムにおいて、
データの書込み時のオーバヘッドを減少させる。 【構成】パリティを作成されるグループにおいて、二重
化領域を設ける。書き込み時において、書き込むデータ
を二重化領域にとりあえず書き込み（ステップ５０
２）、その時点でＣＰＵに対し書き込み処理を終了とす
る（５０８）。パリティ作成は後の適当なタイミング
（５１６）で行い、ＳＣＳＩドライブに書き込む（５２
２）。つまり、パリティの作成をデータの書き込みとは
別に、効率良くスケジューリングする。 【効果】データの書き込み時において、書き込むデータ
を二重化領域に書き込み、このように、データのＳＣＳ
Ｉドライブへの書き込みと、パリティの作成を、時間的
に独立に処理することにより、書込み時のパリティ作成
オーバヘッドはＣＰＵには見えなくなる。

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−タシステムに
係り、特に高性能な入出力動作を可能とするディスクフ
ァイルシステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】現在のコンピュータシステムにおいて
は、ＣＰＵ等の上位側が必要とするデ−タは２次記憶装
置に格納され、ＣＰＵが必要とする時に応じ２次記憶装
置に対してデ−タの書込み、読みだしを行っている。こ
の２次記憶装置としては一般に不揮発な記憶媒体が使用
され、代表的なものとして磁気ディスク装置（以下ドラ
イブとする）、光ディスクなどがあげられる。

【０００３】近年高度情報化に伴い、コンピュータシス
テムにおいて、２次記憶装置の高性能化が要求されてき
た。その一つの解として、多数の比較的容量の小さなド
ライブにより構成されるディスクアレイが考えられてい
る。

【０００４】「D.Patterson,G.Gibson,and R.H.Kartz;A
Case for Redundant Arrays of Inexpensive Disks(RA
ID),in ACM SIGMOD Conference,Chicago,IL,(June198
8)」において、データを分割して並列に処理を行うディ
スクアレイ（レベル３）とデータを分散して、独立に扱
うディスクアレイ（レベル５）について、その性能およ
び信頼性の検討結果が報告されている。現在この論文に
書かれている方式が最も一般的なディスクアレイと考え
られている。

【０００５】以下にデータを分散して、独立に扱うディ
スクアレイ（レベル５）について説明する。レベル５の
ディスクアレイでは個々のデータを分割せずに独立に扱
い、多数の比較的容量の小さなドライブに分散して格納
するものである。現在、一般に使用されている汎用大型
コンピュータシステムの２次記憶装置では、１ドライブ
当りの容量が大きいため、他の読み出し／書込み要求に
当該ドライブが使用されて、そのドライブを使用できず
に待たされることが多く発生した。このタイプのディス
クアレイでは汎用大型コンピュータシステムの２次記憶
装置で使用されている大容量のドライブを、多数の比較
的容量の小さなドライブで構成し、データを分散して格
納してあるため、読み出し／書込み要求が増加してもデ
ィスクアレイの複数のドライブで分散して処理するた
め、読み出し／書込み要求がまたされることが減少す
る。しかし、ディスクアレイは、このように多数のドラ
イブにより構成されるため、部品点数が増加し障害が発
生する確率が高くなる。そこで、信頼性の向上を図る目
的で、パリティを用意する必要がある。

【０００６】このパリティによりデータを格納したドラ
イブに障害が発生した場合、その障害ドライブ内のデー
タを復元することが可能となる。ディスクアレイではデ
ータからパリティを作成しデータと同様にドライブに格
納しておく。この時、パリティは、パリティの作成に関
与したデータとは別のドライブに格納される。

【０００７】これらのディスクアレイでは、現在一般に
使用されている汎用大型コンピュータシステムと同様、
２次記憶装置内では、個々のデータの格納場所（アドレ
ス）は予め指定したアドレスに固定され、ＣＰＵから当
該データへ読みだしまたは書込みする場合、この固定さ
れたアドレスへアクセスすることになっている。この分
散して格納するディスクアレイ（レベル５）ではストレ
−ジテクノロジコーポレーション（以下ＳＴＫとする）
から製品発表がされている。米国特許ＷＯ ９１／２０
０７６では、レベル５の基本アーキテクチャにおいて、
動的に変更可能なアドレスのテーブルを用意することに
より、データ圧縮を行いデータの書込み処理において、
トラック単位で書込み先のアドレスを動的に変換する方
法について開示されている。

【０００８】また、特開平４−２３０５１２にはレベル
５において、書き込み時に書き込むデータと、この書き
込みにより更新したパリティを、それぞれ別の場所に書
き込む方法について開示されている。さらに、ＩＢＭ社
のディスクアレイ（９３３７）では、レベル５において
ＷＡＤ（ライト アシスト デバイス）を設けることが
発表されている。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】現在の汎用大型計算機
システム等ではドライブにより構成される２次記憶装置
内では、ＣＰＵから転送されてくるデータは個々のデー
タの格納場所（アドレス）が予め指定したアドレスに固
定され、ＣＰＵから当該データへ読みだしまたは書込む
場合は、この固定されたアドレスへアクセスすることに
なる。これは、ディスクアレイにおいても同じである。
データを分割して並列に処理を行うディスクアレイ（レ
ベル３）ではこのようにアドレスを固定しても影響は無
いが、データを分散して、独立に扱うディスクアレイ
（レベル５）ではアドレスを固定した場合、書込み時に
大きな処理オーバヘッドが必要になる。以下それについ
て説明する。

【００１０】図１１は前記公知例でD.Pattersonらが提
案したＲＡＩＤに述べられている、データを分散して、
独立に扱うディスクアレイ（レベル５）内部のデータア
ドレスを示している。この各アドレスにあるデータは１
回の読み出し／書込み処理される単位で、個々のデータ
は独立している。また、ＲＡＩＤで述べられているアー
キテクチャではデータに対するアドレスは固定されてい
る。前述したようにこのようなシステムでは、信頼性を
向上するためパリティを設定することが不可欠である。
本システムでは各ドライブ内の同一アドレスのデータに
よりパリティが作成される。すなわち、ドライブ＃１か
ら４までのアドレス（１，１）のデータによりパリティ
が作成され、パリティを格納するドライブの（１，１）
に格納される。本システムでは読み出し／書込み処理は
現在の汎用大型計算機システムと同様に各ドライブに対
し当該データをアクセスする。

【００１１】このようなディスクアレイにおいて、例え
ばドライブ＃３のアドレス（２，２）のデータを更新す
る場合、まず、更新される前のドライブ＃３の（２，
２）のデータとパリティを格納してあるドライブの
（２，２）のパリティを読みだし（１）、これらと更新
する新しいデータとで排他的論理和をとり、新たなパリ
ティを作成たする（２）。パリティの作成完了後、更新
する新しいデータをドライブ＃３の（２，２）に、新パ
リティをパリティを格納するドライブの（２，２）に格
納する（３）。

【００１２】図１３に示すように、このようなレベル５
のディスクアレイでは、データの格納されているドライ
ブ、パリティの格納されているドライブから古いデータ
とパリティを読みだすため、ディスクを平均１／２回転
待ち、それから読みだしてパリティを作成する。この新
しく作成したパリティを書き込むため更に一回転必要と
なり、データを書き替える場合最低で１．５回転待たな
ければならない。ドライブにおいては１．５回転ディス
クの回転を待つということは非常に大きなオーバヘッド
となる。このような書込み時のオーバヘッドを削減する
ため、書込み先のアドレスを動的に変換する方法が考え
られ、ＷＯ ９１／２００７６に開示されている。

【００１３】また、前記特開平４−２３０５１２におい
ても、書き込み時において書き込みデータをそのまま、
書き込みデータが書き込まれるアドレスではなく別のア
ドレスに、書き込むことにより書き込みオーバヘッドを
削減する方法について開示されている。ＣＰＵ側から書
き込むデータが送られてくるとですぐにパリティの更新
を行ない、更新後のパリティを書き込む。このように、
レベル５のディスクアレイでは、読みだしと比較し書き
込み時ではパリティ生成とこの生成したパリティを書き
込む処理のオーバヘッドが非常に大きいため、ＣＰＵか
らの読みだし、書き込み要求が多いときには、この処理
オーバヘッドが性能低下の大きな原因となる。

【００１４】本発明の目的は、レベル５のディスクアレ
イ装置において、書き込み時における処理のオーバヘッ
ドを減少させて、ディスクアレイ装置の性能向上を図る
ことにある。

【００１５】本発明の他の目的は、障害ドライブ内のデ
ータ復元用スペアドライブを装置の性能向上に利用する
ことによってドライブ資源の有効活用を図ることにあ
る。

【００１６】

【課題を解決するための手段】本発明ではパリティグル
ープを構成するドライブと二重化領域（スペース領域）
のドライブにより論理グループを構成し、このスペース
領域を有効に活用することにより、高信頼性を保ちなが
ら、しかも、書き込み時のパリティ更新の開始時間を遅
らせ、後のＣＰＵからの読みだしまたは書き込み要求が
少ないときにパリティ生成を行う。

【００１７】具体的には、書き込み時に、論理グループ
１０を構成するＳＣＳＩドライブ１２の中で、書き込む
データ（新データ）をとりあえずスペース領域に二重化
して格納する。ＣＰＵ１に対してはこの時点で書き込み
処理を完了したと報告する。

【００１８】また、パリティの作成および当該ＳＣＳＩ
ドライブ１２へのパリティの書き込みは、新データのＳ
ＣＳＩドライブへの書き込みとは独立のタイミングで、
処理する。具体的には、ＡＤＣ２のＭＰ１ ２０が当該
論理グループ１０に対するＣＰＵ１からの読みだし／書
き込み要求をカウントし、予めユーザまたはシステム管
理者が設定した数より少ない場合で、しかも当該ＳＣＳ
Ｉドライブ１２に対し読みだしまたは書き込み要求が発
行されていないときにパリティの作成を行い、パリティ
の作成完了後当該ＳＣＳＩドライブ１２に対しパリティ
を書き込む。

【００１９】パリティの書き込みの他の方法として、一
定時間毎の割込み処理で行なってもよい。一日の中でＣ
ＰＵからの読みだしまたは書き込み要求数の少ない時間
帯、あるいは一月の中で少ない日を予測し、スケジュー
ル化しておけばよい。

【００２０】パリティの作成およびそのパリティの当該
ＳＣＳＩドライブ１２へのパリティの書き込みが完了す
る前に、当該論理グループ１０において任意の１台のＳ
ＣＳＩドライブに対し障害が発生し、その内部のデータ
が読み出せなくなった場合は、二重化データ以外のデー
タが格納されているＳＣＳＩドライブ１２に対しては、
前のパリティと、残っているデータから障害が発生した
ＳＣＳＩドライブ１２内のデータを回復することが可能
で、二重化されている新しいデータにおいては、障害が
発生していない方のＳＣＳＩドライブ１２内の新データ
により回復することが可能である。

【００２１】

【作用】本発明では、上記のようにデータの書き込みと
パリティの作成およびＳＣＳＩドライブ１２への書き込
みを独立させることにより、ユーザ（ＣＰＵ）からは書
き込み時のパリティ作成によるオーバヘッドはなくな
る。これは、ＣＰＵからの読みだしまたは書き込み要求
数には時間的変動があるため、読みだしまたは書き込み
要求数が多いときには、書き込み処理におけるパリティ
の更新をその都度行わず、データの書き込みが完了した
時点でＣＰＵには終了を報告し、比較的読みだしまたは
書き込み要求の数が少ないときまでパリティの更新を遅
らせる。このパリティの更新はＣＰＵ側の関知はなく、
ディスクアレイコントローラ２が独自に行う。

【００２２】このため、ＣＰＵ側から見たとき、従来の
ディスクアレイ（ＲＡＩＤ方式）では図１２に示すよう
に書き込み時に平均１．５回転の回転待ち時間を必要と
したのが、本発明によれば平均０．５回転の回転待ち時
間ですむ。また、信頼性の面から見ても従来のディスク
アレイ（ＲＡＩＤ方式）と比較し、同等に向上させるこ
とが可能となる。

【００２３】

【実施例】

〈実施例１〉以下本発明の一実施例を、図１〜図５及び
図１３により説明する。図１において、本実施例はＣＰ
Ｕ１、ディスクアレイコントローラ（以下ＡＤＣ）２，
ディスクアレイユニット（以下ＡＤＵ）３により構成さ
れる。ＡＤＵ３は複数の論理グループ１０により構成さ
れ，個々の論理グループ１０はｍ台のＳＣＳＩドライブ
１２と、各々のＳＣＳＩドライブ１２とＡＤＣ２を接続
するドライブパス９−１から４により構成される。な
お，このＳＣＳＩドライブ１２の数は本発明の効果を得
るには、特に制限は無い。この論理グループ１０は障害
回復単位で、この論理グループ１０内の各ＳＣＳＩドラ
イブ１２内の各データによりパリティを作成する。本実
施例ではｍ−１台の個々のＳＣＳＩドライブ１２内のデ
ータから各々のパリティが作成される。

【００２４】次にＡＤＣ２の内部構造について図１を用
いて説明する。ＡＤＣ２はチャネルパスディレクタ５と
２個のクラスタ１３とバッテリバックアップ等により不
揮発化された半導体メモリであるキャッシュメモリ７に
より構成される。このキャッシュメモリ７にはデータと
アドレス変換用テーブルが格納されている。このキャッ
シュメモリ７およびその中のアドレス変換用テーブルは
ＡＤＣ２内の全てのクラスタにおいて共有で使用され
る。クラスタ１３はＡＤＣ２内において独立に動作可能
なパスの集合で、各クラスタ１３間においては電源、回
路は全く独立となっている。クラスタ１３はチャネル、
キャッシュメモリ７間のパスである、チャネルパス６
と、キャッシュメモリ７、ＳＣＳＩドライブ１２間のパ
スであるドライブパス６−１から４が、それぞれ、２個
ずつで構成されている。それぞれのチャネルパス６−１
から４とドライブパス８はキャッシュメモリ７を介して
接続されている。ＣＰＵ１より発行されたコマンドは外
部インターフェースパス４を通ってＡＤＣ２のチャネル
パスディレクタ５に発行される。ＡＤＣ２は２個のクラ
スタ１３により構成され、それぞれのクラスタは２個の
パスで構成されるため、ＡＤＣ２は合計４個のパスによ
り構成される。このことから、ＡＤＣ２ではＣＰＵ１か
らのコマンドを同時に４個まで受け付けることが可能で
ある。そこで、ＣＰＵ１からコマンドが発行された場合
ＡＤＣ２内のチャネルパスディレクタ５によりコマンド
の受付が可能かどうか判断する。

【００２５】図２は図１のチャネルパスディレクタ５と
１クラスタ１３−１内の内部構造を示した図である。図
２に示すように、ＣＰＵ１からＡＤＣ２に送られてきた
コマンドはインターフェースアダプタ（以下ＩＦ Ａｄ
ｐ）１５により取り込まれ、マイクロプロセッサである
ＭＰ１ ２０はクラスタ内の外部インターフェースパス
４の中で使用可能なパスがあるかを調べ、使用可能な外
部インターフェースパス４がある場合はＭＰ１ ２０は
チャネルパススイッチ１６を切り換えてコマンドの受付
け処理を行ない、受け付けられない場合は受付不可の応
答をＣＰＵ１へ送る。

【００２６】本実施例ではＡＤＵ３を構成するＳＣＳＩ
ドライブ１２はＳＣＳＩインターフェースのドライブを
使用する。ＣＰＵ１をＩＢＭシステム９０００シリーズ
のような大型汎用計算機とした場合、ＣＰＵ１からはＩ
ＢＭオペレーティングシステム（ＯＳ）で動作可能なチ
ャネルインターフェースのコマンド体系にのっとってコ
マンドが発行される。そこで、ＳＣＳＩドライブ１２を
ＳＣＳＩインターフェースのドライブを使用した場合、
ＣＰＵ１からのコマンドを、ＳＣＳＩインターフェース
のコマンド体系にのっとったコマンドに変換する必要が
生じる。この変換はコマンドのプロトコル変換と、アド
レス変換に大きく分けられる。以下にアドレス変換につ
いて説明する。

【００２７】ＣＰＵ１から指定されるアドレスは、図１
２に示すように当該データが格納されているトラックが
所属するシリンダの位置と、そのシリンダ内において当
該データが格納されているトラックを決定するヘッドア
ドレスと、そのトラック内のレコードの位置を特定す
る。具体的には要求データが格納されている当該ドライ
ブの番号（ＣＰＵ指定ドライブ番号）と当該ドライブ内
のシリンダ番号であるシリンダアドレス（ＣＣ）とシリ
ンダにおいてトラックを選択するヘッドの番号であるヘ
ッドアドレス（ＨＨ）とレコードアドレス（Ｒ）からな
るＣＣＨＨＲである。

【００２８】従来のＣＫＤフォーマット対応の磁気ディ
スクサブシステム（ＩＢＭ３９９０−３３９０）ではこ
のアドレスに従ってドライブへアクセスすれば良い。し
かし、本実施例では複数のＳＣＳＩドライブ１２により
従来のＣＫＤフォーマット対応の磁気ディスクサブシス
テムを論理的にエミュレートする。つまり、ＡＤＣ２は
複数のＳＣＳＩドライブ１２が、従来のＣＫＤフォーマ
ット対応の磁気ディスクサブシステムで使用されている
ドライブ１台に相当するようにＣＰＵ１にみせかける。
このため、ＣＰＵ１から指定してきたアドレス（ＣＣＨ
ＨＲ）をＳＣＳＩドライブのアドレスにＭＰ１ ２０は
変換する。このアドレス変換には以下に示すようなアド
レス変換用のテーブル４０（以下アドレステーブルとす
る）が使用される。

【００２９】ＡＤＣ２内のキャッシュメモリ７には、そ
の内部の適当な領域に図３に示すようなアドレステーブ
ル４０が格納されている。本実施例では、ＣＰＵ１が指
定してくるドライブはＣＫＤフォーマット対応の単体ド
ライブである。しかし、本発明ではＣＰＵ１は単体と認
識しているドライブが、実際は複数のＳＣＳＩドライブ
１２により構成されるため、論理的なドライブとして定
義される。このため、ＡＤＣ２のＭＰ１ ２０はＣＰＵ
１より指定してきたアドレス（ＣＰＵ指定ドライブ番号
４１とＣＣＨＨＲ４６）をＳＣＳＩドライブ１２に対す
るＳＣＳＩドライブアドレス４２（ＳＣＳＩドライブ番
号４３とそのＳＣＳＩドライブ内のアドレス（以下ＳＣ
ＳＩ内Ａｄｄｒとする）４４）に変換する。

【００３０】アドレステーブル４０はＣＰＵ１が指定す
るＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＳＣＳＩドライブアド
レス４２により構成される。ＳＣＳＩドライブアドレス
４２はＳＣＳＩドライブ１２のアドレスであるＳＣＳＩ
ドライブ番号４３とそのＳＣＳＩドライブ内の実際にデ
ータが格納されているアドレスである、ＳＣＳＩ内Ａｄ
ｄｒ４４と、論理グループ１０内において、そのＳＣＳ
Ｉ内Ａｄｄｒ４４により決定されるパリティグループに
おけるパリティが格納されているＳＣＳＩドライブ番号
（パリティドライブ番号５０）と、二重化領域（スペー
ス領域）が格納されているＳＣＳＩドライブ番号（スペ
ースドライブ番号５１）により構成されている。このア
ドレステーブル４０では、論理アドレス４５によりＳＣ
ＳＩドライブ番号４３とＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４を決定
する。アドレステーブル４０のＳＣＳＩドライブアドレ
ス４２に登録されているＳＣＳＩドライブ番号４３のＳ
ＣＳＩドライブ１２により論理グループ１０は構成され
る。

【００３１】この論理グループ１０内の同一ＳＣＳＩ内
Ａｄｄｒ４４において、パリティが格納されているＳＣ
ＳＩドライブ番号４３をパリティドライブ番号５０に登
録し、スペース領域が確保されているＳＣＳＩドライブ
番号４３をスペースドライブ番号５１に登録する。スペ
ースドライブ番号５１にはスペース領域が確保されてい
るＳＣＳＩドライブ番号の他にＳＤフラグ５３により構
成される。ＳＤフラグ５３は、スペース領域に格納され
ているデータが有効で、書き込み処理においてスペース
領域として使用できない場合はオン（１）となり、無効
で、スペース領域として使用可能な場合はオフ（０）と
なる。この論理グループ１０はデータとこのデータと関
連するパリティにより構成されるパリティグループとス
ペース領域により構成される。

【００３２】論理アドレス４５にはＣＰＵ１から指定さ
れるアドレスである、ＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＣ
ＣＨＨＲの中でＣＣＨＨＲ４６が登録されており、それ
以外にはこの論理アドレス４５のデータがキャッシュメ
モリ７内に存在する場合の、そのデータのキャッシュメ
モリ７内のアドレスを格納するキャッシュアドレス４７
と、キャッシュメモリ７内にその論理アドレス４５のデ
ータを保持している場合オン（１）が登録されるキャッ
シュフラグ４８と、その論理アドレス４５にはスペース
領域が確保されている場合オン（１）となる無効フラグ
４９とキャッシュメモリ７内の書き込みデータがドライ
ブに書き込まれている場合オン（１）となるドライブフ
ラグ５２により構成される。

【００３３】以上のようにアドレステーブル４０により
ＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＣＣＨＨＲ４６を論理ア
ドレス４５に変換し、そのデータが実際に格納されてい
るＳＣＳＩドライブ番号４３とＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４
を決定する。

【００３４】例えば、図３においてＣＰＵ１からＣＰＵ
指定ドライブ番号４１としてＤｒｉｖｅ＃１、ＣＣＨＨ
Ｒ４６がＡＤＲ８のデータに対し要求を発行してきた場
合、アドレステーブル４０においてＣＰＵ指定ドライブ
番号４１がＤｒｉｖｅ＃１の領域の各論理アドレス４５
内のＣＣＨＨＲ４６を調べ、ＣＣＨＨＲ４６がＡＤＲ８
の論理アドレス４５を探す。図３においては論理アドレ
ス４５としてＤａｔａ＃２３（Ｄ＃２３）がＣＣＨＨＲ
４６がＡＤＲ８となっており、Ｄａｔａ＃２３（Ｄ＃２
３）が当該論理アドレス４５である。

【００３５】このＤａｔａ＃２３（Ｄ＃２３）はアドレ
ステーブル４０からＳＤ＃２のＳＣＳＩインターフェー
スのＳＣＳＩドライブ１２内のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４
としてＤＡＤＲ８に該当することが分かり、物理的なア
ドレスへ変換される。また、このＤａｔａ＃２３（Ｄ＃
２３）に対応するパリティは、パリティドライブ番号５
０からＤａｔａ＃２３（Ｄ＃２３）と同一のＳＣＳＩ内
Ａｄｄｒ４４のＤＡＤＲ８のＳＤ＃４のＳＣＳＩドライ
ブ１２に格納されており、スペアドライブ番号５１か
ら、ＳＤフラグ５３がオン（１）のため、ＳＤ＃４、５
のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４がＤＡＤＲ８に二重化して格
納されているデータは有効で、この領域は二重化領域
（スペア領域）として使用することは禁止されている。

【００３６】このように、ＣＰＵ１から指定されたアド
レスを論理アドレス４５に変換し、実際に読みだし／書
き込みを行うＳＣＳＩドライブ１２の物理的なアドレス
に変換した後、ＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２のＤａ
ｔａ＃２３（Ｄ＃２３）に対し読み出しまたは書込み要
求が発行される。この時アドレステーブル４０において
Ｄａｔａ＃２３（Ｄ＃２３）の論理アドレス４５ではキ
ャッシュフラグ４８がオン（１）のためこのデータはキ
ャッシュメモリ７内のＣＡＤＲ２，１に存在する。も
し、キャッシュフラグ４８がオフ（０）であればＣＡＤ
Ｒ２，４のキャッシュメモリ７内には、当該データは存
在しない。また、このデータは無効フラグ４９がオフ
（０）のため、このデータは有効となる。さらにドライ
ブフラグ５２がオン（１）のため、このデータはキャッ
シュメモリ７からドライブに既に書き込まれている。

【００３７】この、アドレステーブル４０はシステムの
電源をオンした時に、ＭＰ１ ２０により論理グループ
１０内のある特定のＳＣＳＩドライブ１２から、キャッ
シュメモリ７にＣＰＵ１は関知せず自動的に読み込まれ
る。一方、電源をオフする時はＭＰ１ ２０によりキャ
ッシュメモリ７内のアドレステーブル４０を、読み込ん
できたＳＣＳＩドライブ１２内の所定の場所にＣＰＵ１
は関知せずに自動的に格納する。

【００３８】次に、ＡＤＣ２内での具体的なＩ／Ｏ処理
について図１、図２を用いて説明する。ＣＰＵ１より発
行されたコマンドはＩＦ Ａｄｐ１５を介してＡＤＣ２
に取り込まれ、ＭＰ１ ２０により読み出し要求か書込
み要求か解読される。まず、読み出し要求の場合の処理
方法を以下に示す。

【００３９】ＭＰ１ ２０が読み出し要求のコマンドを
認識すると、ＭＰ１ ２０はＣＰＵ１から送られてきた
ＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＣＣＨＨＲ４６（以下両
方を併せてＣＰＵ指定アドレスとする）についてアドレ
ステーブル４０を参照し、当該データの論理アドレス４
５への変換を行ない、論理アドレス４５に登録されてい
るキャッシュメモリ７内に存在するかどうかキャッシュ
フラグ４８を調べ、判定する。

【００４０】キャッシュフラグ４８がオンでキャッシュ
メモリ７内に格納されている場合（キャッシュヒット）
は、ＭＰ１ ２０がキャッシュメモリ７から当該データ
を読みだす制御を開始し，キャッシュメモリ７内に無い
場合（キャッシュミス）は当該ドライブ１２へその内部
の当該データを読みだす制御を開始する。

【００４１】キャッシュヒット時、ＭＰ１ ２０はアド
レステーブル４０によりＣＰＵ１から指定してきたＣＰ
Ｕ指定アドレスから論理アドレス４５に変換し、論理ア
ドレス４５内のキャッシュアドレス４７によりキャッシ
ュメモリ７のアドレスに変換し、キャッシュメモリ７へ
当該データを読み出しに行く。具体的にはＭＰ１ ２０
の指示の元でキャッシュアダプタ回路（Ｃ Ａｄｐ）２
４によりキャッシュメモリ７から当該データは読み出さ
れる。

【００４２】Ｃ Ａｄｐ２４はキャッシュメモリ７に対
するデータの読みだし、書き込みをＭＰ１ ２０の指示
で行う回路で、キャッシュメモリ７の状態の監視、各読
みだし、書き込み要求に対し排他制御を行う回路であ
る。Ｃ Ａｄｐ２４により読み出されたデータはデータ
制御回路（ＤＣＣ）２２の制御によりチャネルインター
フェース回路（ＣＨ ＩＦ）２１に転送される。ＣＨ
ＩＦ２１ではＣＰＵ１におけるチャネルインターフェー
スのプロトコルに変換し、チャネルインターフェースに
対応する速度に速度調整する。具体的にはＣＰＵ１，Ａ
ＤＣ２間のチャネルインターフェースを光のインターフ
ェースにした場合、光のインターフェースのプロトコル
をＡＤＣ２内では電気処理でのプロトコルに変換する。
ＣＨ ＩＦ２１におけるプロトコル変換および速度調整
後は、チャネルパスディレクタ５において、チャネルパ
ススイッチ１６が外部インターフェースパス４を選択し
ＩＦＡｄｐ１５によりＣＰＵ１へデータ転送を行なう。

【００４３】一方、キャッシュミス時はキャッシュヒッ
ト時と同様にアドレステーブル４０により、ＣＰＵ指定
アドレスを論理アドレス４５に変換し、論理アドレス４
５から当該ＳＣＳＩドライブ番号とそのＳＣＳＩドライ
ブ内の実際にデータが格納されているＳＣＳＩ内Ａｄｄ
ｒ４４を認識し、そのアドレスに対し、ＭＰ１ ２０は
Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８に対し、当該ドライブ１２への読
み出し要求を発行するように指示する。Ｄｒｉｖｅ Ｉ
Ｆ２８ではＳＣＳＩの読み出し処理手順に従って、読み
出しコマンドをドライブユニットパス９−１または９−
２を介して発行する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８から読み出
しコマンドを発行された当該ＳＣＳＩドライブ１２にお
いては指示されたＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４へシーク、回
転待ちのアクセス処理を行なう。当該ＳＣＳＩドライブ
１２におけるアクセス処理が完了した後、当該ＳＣＳＩ
ドライブ１２は当該データを読み出しドライブユニット
パス９を介してＤｒｉｖｅ ＩＦ２８へ転送する。

【００４４】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８では転送されてきた
当該データをＳＣＳＩドライブ側のキャッシュアダプタ
回路（Ｃ Ａｄｐ）１４に転送し、（Ｃ Ａｄｐ）１４
ではキャッシュメモリ７にデータを格納する。この時、
Ｃ Ａｄｐ１４はキャッシュメモリ７にデータを格納す
ることをＭＰ１ ２０に報告し、ＭＰ１ ２０はこの報
告を元にアドレステーブル４０のＣＰＵが読みだし要求
を発行したＣＰＵ指定アドレスに対応した論理アドレス
４５のキャッシュフラグ４８をオン（１）にし、キャッ
シュアドレス４７にキャッシュメモリ７内のデータを格
納したアドレスを登録する。キャッシュメモリ７にデー
タを格納し、アドレステーブル４０のキャッシュフラグ
４８をオン（１）にし、キャッシュメモリ７内のアドレ
スを更新した後はキャッシュヒット時と同様な手順でＣ
ＰＵ１へ当該データを転送する。

【００４５】一方書き込み時は以下のように処理され
る。書き込み処理はユーザが書き込み先のアドレス（Ｃ
ＰＵ指定アドレス）を指定し、その位置にユーザはデー
タを書き込んでいると認識する。つまりユーザは固定の
位置にアドレスを指定していると認識している。

【００４６】ＣＰＵ１から、指定アドレスすなわち、図
３に示すアドレステーブル４０においてＣＰＵ指定ドラ
イブ番号４１がドライブ＃１でＣＣＨＨＲ４６がＡＤＲ
８に対して、書き込み命令が発行されたとする。まず、
ＡＤＣ２のＭＰ１ ２０はＣＰＵ１からドライブ＃１の
ＣＣＨＨＲ４６がＡＤＲ８に対し書込み要求のコマンド
を受け取った後、コマンドを受け取ったＭＰ１ ２０が
所属するクラスタ１３内の各チャネルパス６において処
理可能かどうかを調べ、可能な場合は処理可能だという
応答をＣＰＵ１へ返す。ＣＰＵ１では処理可能だという
応答を受け取った後にＡＤＣ２へデータを転送する。こ
の時、ＡＤＣ２ではＭＰ１ ２０の指示によりチャネル
パスディレクタ５において、チャネルパススイッチ１６
が当該外部インターフェースパス４とＩＦ Ａｄｐ１５
を当該チャネルパス６と接続しＣＰＵ１とＡＤＣ２間の
接続を確立する。

【００４７】ＣＰＵ１とＡＤＣ２間の接続を確立後ＣＰ
Ｕ１からのデータ転送を受け付ける。ＣＰＵ１から転送
されてきた書き込みデータ（以下新データとする）はＭ
Ｐ１２０の指示により、ＣＨ ＩＦ２１によりプロトコ
ル変換を行ない、外部インターフェースパス４での転送
速度からＡＤＣ２内での処理速度に速度調整する。ＣＨ
ＩＦ２１におけるプロトコル変換および速度制御の完
了後、データはＤＣＣ２２によるデータ転送制御を受
け、Ｃ Ａｄｐ２４に転送され、Ｃ Ａｄｐ２４により
キャッシュメモリ７内に格納される。

【００４８】この時、ＣＰＵ１から送られてきた情報
が、ＣＰＵ指定アドレスの場合は、データが転送されて
くる前に必ずＣＰＵ指定アドレスがＣＰＵ１より転送さ
れているため、読みだしと同様にアドレステーブル４０
によりアドレス変換を行い、論理アドレス４５に変換す
る。また、ＣＰＵ１から送られてきた情報がデータの場
合は、キャッシュメモリ７に格納したアドレスを上記ア
ドレス変換により変換した論理アドレス４５のキャッシ
ュアドレス４７に登録する。この時、書き込みデータを
キャッシュメモリ７内に保持するときは、論理アドレス
４５のキャッシュフラグ４８をオン（１）とし、保持し
ない場合はキャッシュフラグ４８をオフ（０）とする。

【００４９】なお、キャッシュメモリ７内に保持されて
いる新データに対し、さらに書き込み要求がＣＰＵ１か
ら発行された場合は、キャッシュメモリ７内に保持され
ている新データを書き替える。

【００５０】キャッシュメモリ７に格納された新データ
は、この新データにより新しくパリティを更新し（以下
更新されたパリティを新パリティとする）、以下のよう
に論理グループ１０内のＳＣＳＩドライブ１２へ新デー
タと新パリティを格納する。

【００５１】図３に示すようにスペース領域及びパリテ
ィはデータと同じ様に扱われ、論理グループ１０内の各
ＳＣＳＩドライブ１２に分散して格納されている。論理
グループ１０を構成する各ＳＣＳＩドライブ１２内のデ
ータについては行方向（同一ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４）
にパリティグループが構成され、このパリティグループ
内のデータにおいてパリティが作成される。つまり、パ
リティグループはデータとパリティにより構成され、論
理グループ１０はパリティグループとスペース領域で構
成される。

【００５２】図３において具体的な例を示す。ＳＣＳＩ
内Ａｄｄｒ４４がＤＡＤＲ１については、ＳＤ＃１のＳ
ＣＳＩドライブ１２に格納されているＤａｔａ＃１（Ｄ
＃１）と、ＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２に格納され
ているＤａｔａ＃２（Ｄ＃２）と、ＳＤ＃３のＳＣＳＩ
ドライブ１２に格納されているＤａｔａ＃３（Ｄ＃３）
によりパリティが作成される。このパリティがＳＤ＃６
のＳＣＳＩドライブ１２に格納され、これらがパリティ
グループを構成する。また、論理グループ１０は、ＳＤ
＃４のＳＣＳＩドライブ１２に確保されているスペース
領域（Ｓ）と、ＳＤ＃５のＳＣＳＩドライブ１２に確保
されているスペース領域（Ｓ）と、上記パリティグルー
プにより構成される。

【００５３】ＭＰ１ ２０はアドレステーブル４０を参
照し、データ、スペース領域、パリティが格納されてい
るＳＣＳＩドライブ１２を認識する。具体的には、アド
レステーブル４０においてＣＰＵ指定アドレスが指定し
たＣＰＵ指定ドライブ番号４１に対応する領域におい
て、ＣＰＵ指定アドレスで指定したＣＣＨＨＲ４６と一
致しているＳＣＳＩドライブアドレス４２に登録されて
いる論理アドレス４５をＭＰ１ ２０は探す。ＭＰ１
２０はＣＰＵ指定アドレスから論理アドレス４５への変
換後、論理アドレス４５からその論理アドレス４５が格
納されているＳＣＳＩドライブ番号４３と、そのＳＣＳ
Ｉドライブ１２内の物理的なアドレスであるＳＣＳＩ内
Ａｄｄｒ４４に変換する。

【００５４】パリティは、論理グループ１０を構成する
各ＳＣＳＩドライブ１２において、各ＳＣＳＩ内Ａｄｄ
ｒ４４が同一のデータに対し作成され、そのパリティも
データと同一のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４に格納される。
このため、アドレステーブル４０のパリティドライブ番
号５０とスペースドライブ番号５１において、パリティ
およびスペース領域はそれぞれが格納されているＳＣＳ
Ｉドライブ番号４３のみが登録されている。そこで、Ｍ
Ｐ１ ２０ではアドレステーブル４０によりパリティド
ライブ番号５０とスペースドライブ番号５１を決定する
ことが可能となる。つまり、パリティドライブ番号５０
とスペースドライブ番号５１を決定することにより、パ
リティおよびスペース領域はデータと同一のＳＣＳＩ内
Ａｄｄｒ４４に格納されていることから、それらのアド
レスを決定することになる。このように、データ、スペ
ース領域、パリティが格納されているＳＣＳＩドライブ
１２を認識した後は、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８に対し、各
々の当該ＳＣＳＩドライブ１２に対し書き込み処理を行
なうように指示する。

【００５５】本発明における書き込み処理とは、論理グ
ループ１０において新データをキャッシュメモリ７から
実際にＳＣＳＩドライブ１２に書き込む処理と、新デー
タの書き込みによりパリティを新たに作り直さなければ
ならないため、この新パリティを作成するための書き込
み前のデータ（以下旧データ）と書き込み前のパリティ
（以下旧パリティとする）を読み出し、新パリティを作
成する処理と、書き込み後の新パリティを実際にＳＣＳ
Ｉドライブ１２に書き込む一連の処理をいう。この新デ
ータをキャッシュメモリ７に格納した後の一連の書き込
み処理のフローチャートを図５に示す。

【００５６】図４に示すようにＣＰＵ１からＳＤ＃１の
ＳＣＳＩドライブ１２のＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）の論理
アドレスに対し、ＮＤ＃１のデータの書き込み要求が発
行された場合、先に示したように、ＣＰＵ１からキャッ
シュメモリ７に新データは一旦格納される。新データの
キャッシュメモリ７への格納後、書き込み処理は次の手
順で行っていく。キャッシュメモリ７に新データ（ＮＤ
＃１）が格納された後、ＭＰ１ ２０は書き込み処理に
入り、アドレステーブル４０によりＳＤ＃１のＳＣＳＩ
ドライブ１２が所属する論理グループ１０で、Ｄａｔａ
＃１（Ｄ＃１）のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４であるＤＡＤ
Ｒ１に対し、スペース領域が確保されているＳＤ＃４，
５のＳＣＳＩドライブ１２に対し、使用権の獲得を行な
う。

【００５７】ＳＤ＃４、５のＳＣＳＩドライブ１２の使
用権を獲得した後は図５のフローチャートに示すように
書き込み処理５００を行なっていく。まず、ＭＰ１ ２
０はアドレステーブル４０のスペースドライブ番号５１
のＳＤフラグ５３をチェックし、ＳＤフラグ５３がオフ
（０）の場合、スペース領域として使用でき、オン
（１）の場合は使用できないと判断する（５０２）。Ｍ
Ｐ１ ２０は、このＳＤフラグ５３によりＳＤ＃４，５
のＳＣＳＩドライブ１２にスペース領域が確保されてい
るかを判断する。そして、ＳＤフラグ５３がオフ（０）
の場合、キャッシュメモリ７に格納されているＮＤ＃１
をこのＳＤ＃４，５に二重化して書き込み（５０４）、
ＭＰ１ ２０はＣＰＵ１へ書き込み完了の報告を行う
（５０８）。

【００５８】一方、ステップ５０２のチェックにより、
ＳＤフラグ５３がオン（１）の場合は、図１３に示すよ
うに、書き込む新データ（ＮＤ＃１）をキャッシュメモ
リ７に書き込んだ後、ＭＰ１ ２０は優先的に前の書き
込み処理におけるパリティの作成を指示し、このパリテ
ィを当該ＳＣＳＩドライブ１２に書き込む（１３１
０）。前の書き込み処理におけるパリティの作成が完了
し、当該ＳＣＳＩドライブへの書き込みが完了するとＭ
Ｐ１ ２０は、アドレステーブル４０においてスペース
ドライブ番号５１にＳＤフラグ５３をオフ（０）とし
（１３０８）、キャッシュメモリ７に格納されているＮ
Ｄ＃１を二重化して書き込み（１３１６）、ＭＰ１ ２
０はＣＰＵ１へ書き込み完了の報告を行う（１３２
０）。

【００５９】そこで、次にＳＣＳＩドライブ１２への新
データ（ＮＤ＃１）の書き込み方法を示す。ＭＰ１ ２
０はアドレステーブル４０のＳＤフラグ５３がオフ
（０）になっているのを確認後、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８
に書き込むデータである新データ（ＮＤ＃１）をスペー
ス領域が確保されているＳＤ＃４とＳＤ＃５のＳＣＳＩ
ドライブ１２に書き込むよう指示する。Ｄｒｉｖｅ Ｉ
Ｆ２８ではＳＣＳＩの書込み手順にしたがってドライブ
ユニットパス９−１から４の中の２本を介してＳＤ＃４
とＳＤ＃５のＳＣＳＩドライブ１２に書込みコマンドを
発行する。

【００６０】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８から書込みコマンド
を発行された当該ＳＣＳＩドライブ１２では、Ｄｒｉｖ
ｅ ＩＦ２８から送られてきたＣＰＵ１が書き込み先の
アドレスとして指定したＣＰＵ指定アドレスを論理アド
レス４５に変換し、論理アドレス４５であるＤａｔａ＃
１に対応するＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４のＤＡＤＲ１へシ
ーク、回転待ちのアクセス処理を行なう。ＳＤ＃４、５
のＳＣＳＩドライブ１２においてアクセス処理が完了し
書込みが可能になり次第、Ｃ Ａｄｐ１４はキャッシュ
メモリ７から書き込む新データ（ＮＤ＃１）を読み出し
てＤｒｉｖｅＩＦ２８へ転送し、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８
では転送されてきた新データ（ＮＤ＃１）をドライブユ
ニットパス９−１から４の中の２本を介してＳＤ＃４，
５のＳＣＳＩドライブ１２へ転送する。新データ（ＮＤ
＃１）のＳＤ＃４，５のＳＣＳＩドライブ１２への書込
みが完了すると、ＳＤ＃４，５のＳＣＳＩドライブ１２
はＤｒｉｖｅ ＩＦ２８に完了報告を行ない、Ｄｒｉｖ
ｅ ＩＦ２８がこの完了報告を受け取ったことを、ＭＰ
１ ２０に報告する。

【００６１】この時、アドレステーブル４０において、
書き込み前の旧データの論理アドレス４５（Ｄａｔａ＃
１，Ｄ＃１）の無効フラグをオン（１）とし、書き込み
前の論理アドレス４５（Ｄａｔａ＃１，Ｄ＃１）内のＣ
ＣＨＨＲ４６のアドレスを、新データ（ＮＤ＃１）を二
重化して書き込んだスペース領域の２つの論理アドレス
４５のＣＣＨＨＲ４６に登録し、無効フラグをオフ
（０）とし、ドライブフラグ５２をオン（１）とする。
また、キャッシュメモリ７内に書き込む新データ（ＮＤ
＃１）を保持する場合は、書き込み後の２つの論理アド
レス４５内のキャッシュアドレス４７に、キャッシュメ
モリ７内の新データ（ＮＤ＃１）が格納されているアド
レスを登録し、キャッシュフラグ４８をオン（１）とす
る。この新データ（ＮＤ＃１）をキャッシュメモリ７上
に残さない場合、ＭＰ１ ２０はこの報告を元にアドレ
ステーブル４０のキャッシュフラグ４８をオフ（０）に
する。さらに、書き込みを行った論理グループ１０内の
ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４に対し、スペースドライブ番号
５１のＳＤフラグをオン（１）とする。

【００６２】上記のようにアドレステーブル４０の更新
が完了し、ＭＰ１ ２０はＳＤ＃４とＳＤ＃５の両方の
ＳＣＳＩドライブ１２からの完了報告を受け取った後、
ＣＰＵ１に対し擬似的に書き込み処理の終了報告を行
う。ＳＤ＃４，５のＳＣＳＩドライブ１２に対する新デ
ータ（ＮＤ＃１）の格納は完了しても、キャッシュメモ
リ７内には新データ（ＮＤ＃１）が存在しており、パリ
ティの更新はキャッシュメモリ７内に格納されている新
データ（ＮＤ＃１）で行なう。

【００６３】以上のようにＭＰ１ ２０がＣＰＵ１に対
し擬似的に終了報告を行った後は、ＣＰＵ１は書き込み
処理を終了したと認識しているが、ＭＰ１ ２０は新し
いパリティを作成して、当該ＳＣＳＩドライブ１２書き
込んでいないため、まだ書き込み処理は終了していな
い。そこで、ＭＰ１ ２０がＣＰＵ１に対し終了報告を
行った後に、ＭＰ１ ２０が独自に新しいパリティを作
成し、当該ＳＣＳＩドライブ１２に書き込む。この方法
について以下に説明する。

【００６４】ＭＰ１ ２０はＣＰＵ１に対し書き込み処
理の終了報告を行った後、図５に示すようにＣＰＵ１か
らの読みだし、書き込み要求の状況（ＩＯ状況）を監視
する（５１０）。具体的には、ＭＰ１ ２０が当該論理
グループ１０に対するＣＰＵ１からの読みだし、書き込
み要求の単位時間当りの回数を数える。当該論理グルー
プ１０に対するこの回数が予めユーザまたはシステム管
理者により設定された数より少なく、パリティの作成お
よびこの作成したパリティを書き込むＳＣＳＩドライブ
１２が所属する論理グループ１０に対し、読みだし、書
き込み要求がＣＰＵ１より発行されていない場合、パリ
ティの作成およびパリティの当該ＳＣＳＩドライブ１２
への書き込み処理を開始する。

【００６５】新しくパリティを作成する場合、ＣＰＵ１
から書き込み先に指定されたアドレスに書き込まれてい
るデータ（旧データ）と、更新するパリティ（旧パリテ
ィ）を読みだし、新しく作成したパリティ（新パリテ
ィ）をＳＣＳＩドライブ１２に書き込む。この時、旧デ
ータと旧パリティを読みだすＳＣＳＩドライブ１２と新
パリティを書き込む当該ＳＣＳＩドライブ１２に対し、
ＭＰ１ ２０はＣＰＵ１からの読みだし、書き込み要求
と同様な擬似的な読みだし、書き込み要求を発行する。
この、擬似的な読みだし、書き込み要求が発行されてい
るＳＣＳＩドライブ１２に対しＣＰＵ１から読みだしま
たは書き込み要求が発行された場合は、ＭＰ１ ２０は
ＣＰＵ１からの読みだし、書き込み要求を受付、処理の
待ち行列とする。

【００６６】次に新パリティの作成および当該ＳＣＳＩ
ドライブ１２への作成したパリティの書き込み方法を具
体的に示す。ＭＰ１ ２０はＳＤ＃１のＳＣＳＩドライ
ブ１２に対して旧データの読み出しと、ＳＤ＃６のＳＣ
ＳＩドライブ＃１２に対して旧パリティの読み出し要求
を発行するようにＤｒｉｖｅ ＩＦ２８に指示する（５
１４）。

【００６７】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８から読み出しコマン
ドを発行された当該ＳＣＳＩドライブ１２ではＤｒｉｖ
ｅ ＩＦ２８から送られてきたＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４
へシーク、回転待ちのアクセス処理を行なう。キャッシ
ュメモリ７内には新データ（ＮＤ＃１）が存在してお
り、パリティの更新はキャッシュメモリ７内に格納され
ている新データ（ＮＤ＃１）で行なう。

【００６８】もし、キャッシュメモリ７に新データ（Ｎ
Ｄ＃１）が存在していない場合はスペース領域に二重化
して書き込まれているデータをキャッシュメモリ７に読
みだす。

【００６９】ＳＤ＃１，６のＳＣＳＩドライブ１２にお
いてシーク、回転待ちのアクセス処理が完了し旧データ
（Ｄ＃１）および旧パリティ（Ｐ＃１）の読み出しが可
能になり次第、旧データ（Ｄ＃１）および旧パリティ
（Ｐ＃１）を読み出し、キャッシュメモリ７に格納す
る。ＳＤ＃１のＳＣＳＩドライブ１２から旧データ（Ｄ
＃１）を、ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２から旧パリ
ティ（Ｐ＃１）を読み出し、それぞれをキャッシュメモ
リ７に格納した後、ＭＰ１ ２０はキャッシュメモリ７
内に格納されている書き込む新データ（ＮＤ＃１）とで
排他的論理和により、更新後の新パリティ（ＮＰ＃１）
を作成するようにＰＧ３６に指示を出し、ＰＧ３６にお
いて新パリティ（ＮＰ＃１）を作成しキャッシュメモリ
７に格納する（５１６）。

【００７０】新パリティ（ＮＰ＃１）をキャッシュメモ
リ７に格納した後、ＭＰ１ ２０では新パリティ（ＮＰ
＃１）を格納する論理アドレス４５のキャッシュアドレ
ス４７にキャッシュメモリ７内の新パリティ（ＮＰ＃
１）を格納したアドレスを登録し、キャッシュフラグ４
８をオン（１）とし、無効フラグ４９とドライブフラグ
５２をオフ（０）とする（５１８）。新パリティ（ＮＰ
＃１）の作成が完了したことを認識し、ＳＤ＃６のＳＣ
ＳＩドライブ１２にＩＯ要求が発行されていない時に、
更新後の新パリティ（ＮＰ＃１）を書き込むようにＤｒ
ｉｖｅ ＩＦ２８に対し指示する。

【００７１】ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２への更新
後の新パリティ（ＮＰ＃１）の書込み方法（５２０）
は、先に述べた書き込む新データ（ＮＤ＃１）をＳＤ＃
４，５のＳＣＳＩドライブ１２に書き込んだ方法と同じ
である。新パリティ（ＮＰ＃１）の作成が完了したらＭ
Ｐ１ ２０はＤｒｉｖｅ ＩＦ２８にＳＤ＃６のＳＣＳ
Ｉドライブ１２に対し、書込みコマンドを発行するよう
に指示し、当該ＳＣＳＩドライブ１２では指示ＳＣＳＩ
内Ａｄｄｒ４４へシーク、回転待ちのアクセス処理を行
う。新パリティ（ＮＰ＃１）は既に作成されキャッシュ
メモリ７に格納されており、ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライ
ブ１２におけるアクセス処理が完了した場合、Ｃ Ａｄ
ｐ１４はキャッシュメモリ７から新パリティ（ＮＰ＃
１）を読み出してＤｒｉｖｅ ＩＦ２８へ転送する。Ｄ
ｒｉｖｅ ＩＦ２８では転送されてきた新パリティ（Ｎ
Ｐ＃１）をドライブユニットパス９−１から４の中の１
本を介してＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２へ転送する
（５２２）。

【００７２】新パリティ（ＮＰ＃１）のＳＤ＃６のＳＣ
ＳＩドライブ１２への書込みが完了すると、ＳＤ＃６の
ＳＣＳＩドライブ１２はＤｒｉｖｅ ＩＦ２８に完了報
告を行ない、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８がこの完了報告を受
け取ったことを、ＭＰ１ ２０に報告する。この時、Ｍ
Ｐ１ ２０は、この新データ（ＮＤ＃１）をキャッシュ
メモリ７上に残さない場合は、この報告を元にアドレス
テーブル４０のキャッシュフラグ４８をオフ（０）に
し、キャッシュメモリ７上に残す場合はオン（１）とす
る。さらに、アドレステーブル４０において、書き込み
後の新パリティ（ＮＰ＃１）の論理アドレス４５の無効
フラグをオフ（０）とし、ドライブフラグ５２をオン
（１）とする（５２４）。

【００７３】このような、新しく作成した新パリティ
（ＮＰ＃１）を当該ＳＣＳＩドライブ１２に書き込んだ
後は、旧データ（Ｄ＃１）が格納されていたＳＤ＃１の
ＳＣＳＩドライブ１２の旧データ（Ｄ＃１）と二重化さ
れている新データ（ＮＤ＃１）が格納されているＳＤ＃
４，５のＳＣＳＩドライブ１２の中でＳＣＳＩドライブ
番号の小さいＳＤ＃４のＳＣＳＩドライブ１２に格納さ
れている新データ（ＮＤ＃１）をスペース領域として解
放し、次の書き込み処理用にスペース領域として登録す
る。この登録の方法は、ＭＰ１ ２０がアドレステーブ
ル４０においてＳＤ＃１とＳＤ＃４のＳＣＳＩ内Ａｄｄ
ｒ４４がＤ ＡＤＲ１の旧データ（Ｄ＃１）と、二重化
されていた新データ（ＮＤ＃１）の一方が格納されてい
る論理アドレス４５において、無効フラグをオン（１）
とし、さらにスペースドライブ番号５１にＳＤ＃１とＳ
Ｄ＃４を登録し、ＳＤフラグをオフ（０）にする（５２
６）。

【００７４】以上のように書き込み処理時に書き込む新
データ（ＮＤ＃１）を一旦二重化して論理グループ１０
内に格納しておき、後で比較的ＣＰＵ１からの読みだ
し、書き込み要求が少ないときに、新パリティ（ＮＰ＃
１）を作成し、ＳＣＳＩドライブ１２に格納すること
で、書き込み処理時の応答時間が短縮され、従来のよう
に新パリティ（ＮＰ＃１）の作成により他の読みだし、
書き込み処理がまたされることが減少する。

【００７５】もし、新パリティ（ＮＰ＃１）を当該ＳＣ
ＳＩドライブ１２への書き込み前に論理グループ１０内
のＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生した場合は図１４
に示すように回復処理を行う。図４（ａ）に示すように
ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２に対し新パリティ（Ｎ
Ｐ＃１）を書き込む前に（１４０２）、ＳＤ＃１，２，
３の内のどれか１台のＳＣＳＩドライブ１２に障害が発
生した場合（１４０６）、障害が発生していないＳＣＳ
Ｉドライブ１２からのデータと、旧パリティから障害が
発生したＳＣＳＩドライブ１２内のデータは回復するこ
とが可能となる（１４１０）。例えばＳＤ＃１のＳＣＳ
Ｉドライブ１２に障害が発生した場合、ＳＤ＃２，３の
Ｄ＃２，Ｄ＃３とＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１からの
旧パリティ（Ｐ＃１）からＳＤ＃１のＳＣＳＩドライブ
１２内のデータであるＤ＃１を回復することが可能とな
る。また、新データ（ＮＤ＃１）が二重化して格納され
ているＳＤ＃４，５のどちらか一方に障害が発生した場
合は、二重化データの一方のデータにより回復すること
が可能となる（１４１２）。

【００７６】図４（ｂ）に示すようにＳＤ＃６のＳＣＳ
Ｉドライブ１２に対し新パリティ（ＮＰ＃１）を書き込
んだ後はＳＤ＃２，３，５のＳＣＳＩドライブ１２内の
データ（Ｄ＃２，３，ＮＤ＃１）に対し新パリティ（Ｎ
Ｐ＃１）が作成されてＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２
に格納されており、ＳＤ＃２，３，５のＳＣＳＩドライ
ブ１２の中の１台のＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生
した場合、残りの正常なＳＣＳＩドライブ１２内のデー
タとＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２内のパリティによ
り、障害が発生したＳＣＳＩドライブ１２内のデータは
回復される。

【００７７】例えばＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２に
障害が発生した場合、ＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２
内のデータ（Ｄ＃２）は、ＳＤ＃３のＳＣＳＩドライブ
１２内のデータ（Ｄ＃３）とＳＤ＃４のＳＣＳＩドライ
ブ１２内のデータ（ＮＤ＃１）と、ＳＤ＃６のＳＣＳＩ
ドライブ１２内のパリティ（ＮＰ＃１）から障害が発生
したＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２内のデータ（Ｄ＃
２）は回復される。

【００７８】本発明のように書き込み処理においてスペ
ース領域に書き込みデータ（新データ）をとりあえず二
重化して格納し、この段階でＣＰＵ１に対し書き込み処
理の終了報告を行うことにより、ＣＰＵ１にとってはこ
の二重化してＳＣＳＩドライブ１２に書き込む時間が書
き込み処理時間になる。従来のアレイディスクでは図１
２に示すように書き込み時に平均１．５回転の回転待ち
時間が必要としたのが、もし、論理グループ１０を構成
するＳＣＳＩドライブ１２の回転を同期させた場合は、
回転待ちは平均０．５回転となる。また、新パリティを
ＳＣＳＩドライブ１２に書き込む前に論理グループ１０
を構成するＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生しても、
先に述べたように旧パリティと二重化された新データに
より従来のアレイディスクと同様に、障害回復を行うこ
とが可能となる。

【００７９】本実施例ではパリティおよびパリティの作
成に関与したデータとスペース領域は、論理グループ１
０を構成する各ＳＣＳＩドライブ１２において、各ＳＣ
ＳＩ内Ａｄｄｒ４４を同一とした。しかし、アドレステ
ーブル４０の各論理アドレス４５とパリティドライブ番
号５０、スペースドライブ番号５１において、論理グル
ープ１０のアドレスを付加することにより、論理グルー
プ１０を構成する各ＳＣＳＩドライブ１２においてＳＣ
ＳＩ内Ａｄｄｒ４４を任意とすることが可能となる。

【００８０】本実施例では書き込み時の回転待ち時間を
減少させる目的で、書き込みデータを一旦二重化してＳ
ＣＳＩドライブ１２に書き込み、後の適当なタイミング
でパリティを更新し、パリティの更新後は二重化した書
き込みデータの一方を開放する方法について説明した。
本発明は、上記のような性能向上の観点とは別に、以下
に示すような応用例も考えられる。

【００８１】パリティによる信頼性と、二重化による信
頼性では、二重化による信頼性の方が信頼性向上のため
に必要とする容量は大きいが、信頼性は高くなる。この
特徴を活かし、本発明の応用として、最新に書き込まれ
たデータまたは、頻繁に書き込み要求が発行されるデー
タについては、二重化されているため、高信頼とし、あ
まり書き込み要求が発行されないデータについては、二
重化ほど高信頼ではないが、信頼性向上のために必要と
する容量が二重化と比較して少なくてすむ、パリティに
より信頼性を確保する。つまり、あまり書き込み要求が
発行されないデータに対しては、信頼性は二重化ほど高
くないが、パリティを付けるだけですむ、パリティで信
頼性を確保し、最新に書き込まれたデータまたは、頻繁
に書き込み要求が発行されるデータについては、パリテ
ィと比較し信頼性向上のために容量を多く必要とする
が、高信頼である二重化で高信頼とする、二段階の信頼
性のレベルを設定することも可能である。

【００８２】〈実施例２〉本発明の他の実施例を図６を
中心にして説明する。本実施例では実施例１で示したシ
ステムにおいて、ＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生し
た時に、その障害が発生したＳＣＳＩドライブ１２内の
データを回復し、それを格納するための領域にスペース
領域を使用する例を示す。

【００８３】本発明では図３に示すように、論理グルー
プ１０内の各ＳＣＳＩドライブ１２では、その内部の各
々対応する同一ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４のデータにより
パリティグループを構成する。具体的にはＳＤ＃１，
２，３のＳＣＳＩドライブ１２内のＤａｔａ＃１、２、
３（Ｄ＃１，２，３）でＰＧ３６によりパリティ＃１
（Ｐ＃１）が作られＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２内
に格納される。本実施例ではパリティは奇数パリティと
し、Ｄａｔａ＃１，２，３（Ｄ＃１，２，３）の各デー
タにおける各々対応するビットについて１の数を数え、
奇数であれば０、偶数であれば１とする（排他的論理
和）。もし、ＳＤ＃１のＳＣＳＩドライブ１２に障害が
発生したとする。この時、Ｄａｔａ＃１（Ｄ＃１）は読
み出せなくなる。

【００８４】本実施例ではパリティグループ当りにパリ
ティを１個しか持っていないため、１台のＳＣＳＩドラ
イブ１２の障害はデータを復元できるが、データの復元
が完了する前に更にもう一台のＳＣＳＩドライブ１２に
障害が発生した場合復元出来ない。そこで、この様な場
合、２台目のＳＣＳＩドライブ１２障害が発生する前
に、残りのＤａｔａ＃２、３（Ｄ＃２，３）とパリティ
＃１（Ｐ＃１）をキャッシュメモリ７に転送し、ＭＰ１
２０はＰＧ３６に対しＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）を復元
する回復処理を早急に行なうように指示する。この回復
処理を行ないＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）を復元した後は、
ＭＰ１ ２０はこのＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）をＳＤ＃４
または６のどちらかのスペース領域に格納する。

【００８５】これにより、スペース領域を実施例１で示
したような、書き込み処理時の回転待ち時間を短縮させ
るためだけではなく、ＳＣＳＩドライブ１２に障害が発
生したときに、復元したデータを格納するためのスペア
ー領域としても活用する。この様に、ＭＰ１ ２０がス
ペース領域に回復したＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）を格納し
た後は、キャッシュメモリ７にある図３に示すアドレス
テーブル４０において、スペースドライブ番号５１の中
で、回復データを格納した方のスペースドライブ番号５
１を削除し、この削除したドライブ番号に対する論理ア
ドレス４５に、回復したＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）の論理
アドレス４５の内容を複写する。

【００８６】図６に示すようにＳＤ＃１のＳＣＳＩドラ
イブ１２にはＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）の他にスペース領
域、パリティ、Ｄａｔａ＃１３、１６、１９、２２（Ｄ
＃１３，１６，１９，２２）が格納されている。スペー
ス領域については回復処理を行ない復元する必要は無
い。パリティ＃３（Ｐ＃３）はＳＤ＃３，４，５のＳＣ
ＳＩドライブ１２からＤａｔａ＃７、８、９（Ｄ＃７，
８，９）を読み出して新たに作成しＳＤ＃２か６のＳＣ
ＳＩドライブ１２のスペース領域に格納する。Ｄａｔａ
＃１３（Ｄ＃１３）はＳＤ＃３，５，６のＳＣＳＩドラ
イブ１２からパリティ＃５（Ｐ＃５）、Ｄａｔａ＃１
４、１５（Ｄ＃１４，１５）を読み出して、回復処理を
行ない復元し、ＳＤ＃２または４のＳＣＳＩドライブ１
２のスペース領域に格納する。Ｄａｔａ＃１６（Ｄ＃１
６）はＳＤ＃２，４，６のＳＣＳＩドライブ１２からＤ
ａｔａ＃１７（Ｄ＃１７）、パリティ＃６（Ｐ＃６）、
Ｄａｔａ＃１８（Ｄ＃１８）を読み出して、回復処理を
行ない復元し、ＳＤ＃３または５のＳＣＳＩドライブ１
２のスペース領域に格納する。以下同様にＤａｔａ＃１
９、２２（Ｄ＃１９，２２）と回復処理を行ない論理グ
ループ１０内のスペース領域に格納していく。

【００８７】この様に、ＳＤ＃２，３，４，５，６のＳ
ＣＳＩドライブ１２内のスペース領域に、ＳＤ＃１のＳ
ＣＳＩドライブ１２の回復データを全て格納した後は、
スペース領域が論理グループ１０において一つしかない
ため、実施例１で述べたような書き込み時の回転待ちを
短くすることは出来ないため、従来のアレイディスクで
あるＲＡＩＤのレベル５の処理となる。また、ＳＤ＃１
のＳＣＳＩドライブ１２の回復データを全て格納した後
は、ＳＤ＃２，３，４，５，６のＳＣＳＩドライブ１２
の中で更にもう一台ＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生
した場合、同様にその障害が発生したＳＣＳＩドライブ
１２内のデータについて回復処理を行ない、残りのスペ
ース領域に格納し、処理を行なえる。

【００８８】この様にして、論理グループ１０内のスペ
ース領域を全て使いきってしまった場合は、障害ＳＣＳ
Ｉドライブ１２を正常のＳＣＳＩドライブ１２に交換
し、この交換した正常なＳＣＳＩドライブ１２は全てス
ペース領域として論理グループを再構成する。

【００８９】障害ＳＣＳＩドライブ１２を正常のＳＣＳ
Ｉドライブ１２に交換した直後は、スペース領域が特定
ＳＣＳＩドライブ１２に集中した形になっているため、
このＳＣＳＩドライブ１２が使用出来ずにまたされるこ
とが多くなりネックとなるため、実施例１で示した回転
待ち時間を短縮する効果が、効率的に発揮出来ない。し
かし、時間が立つにつれて、スペース領域が分散されて
ＳＣＳＩドライブ１２障害前の状態に戻っていき、次第
に解消されていく。もし、この時間が問題となる場合
は、ＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生したことを感知
した場合、正常なＳＣＳＩドライブ１２に交換して、こ
の交換した正常なＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生し
たＳＣＳＩドライブ１２内のデータとパリティをユーザ
が復元することも可能とする。なお、この時スペース領
域に関しては復元せずにスペース領域として空けてお
く。

【００９０】本実施例ではこの回復処理と、スペース領
域へ復元したデータを書き込む処理をＭＰ１ ２０が独
自に行なう。この様に独自に行なうことによりＳＣＳＩ
ドライブ１２に障害が発生した場合、障害が発生したＳ
ＣＳＩドライブ１２を正常なＳＣＳＩドライブ１２に交
換し回復したデータを書き込むのと比較し、本発明では
システムを使用するユーザがＳＣＳＩドライブ１２に障
害が発生するとすぐに正常なＳＣＳＩドライブ１２と交
換する必要が無いため、ユーザの負担が軽くなる。

【００９１】〈実施例３〉本発明の第三の実施例を図７
〜図１１により説明する。本実施例では図７、８に示す
ように論理グループ１０単位にサブＤＫＣ１１を設け、
その内部に図９に示すように実施例１、２において示し
たキャッシュメモリ７内のアドレステーブル４０とＲＰ
Ｃ２７、ＰＧ３６、サブキャッシュ３２とそれらを制御
するマイクロプロセッサＭＰ３ ２９を持たせたものを
示す。本実施例におけるデータの処理手順は実施例１お
よび２で示したものと同様である。以下には実施例１、
２で示した処理手順と異なる部分のみを図１０および図
１１を用いて示す。本実施例では図９に示すように実施
例１、２で示したキャッシュメモリ７内のアドレステー
ブル４０をサブＤＫＣ１１内のデータアドレステーブル
（ＤＡＴ）３０に格納する。ＤＡＴ３０は格納されてい
るテーブルの形式や機能は実施例１、２と同様である
が、異なるのはデータを格納するＳＣＳＩドライブアド
レス４２が論理グループ１０に限られている点と、メモ
リがアドレステーブル４０を格納するデータを格納する
のとは別の専用メモリである。ＡＤＣ２内のＧＡＴ２３
はＣＰＵ１から指示されたＣＰＵ指定アドレスから、そ
のＣＰＵ指定アドレスが指示する場所がＡＤＵ３内のど
の論理グループ１０かを判定するのみである。キャッシ
ュメモリ７内には、その特別な領域に図１０に示すよう
な論理グループテーブル（ＬＧＴ）６０が格納されてい
る。

【００９２】ＬＧＴ６０は図１０に示すようにＣＰＵ１
から指定されるＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＣＣＨＨ
Ｒ４６に対応して、論理グループアドレス６１が決定で
きるテーブルとなっている。また、ＬＧＴ６０にはＣＰ
Ｕ指定アドレスに対応するデータがキャッシュメモリ７
内に存在する場合、そのデータのキャッシュメモリ７内
のアドレスをキャッシュアドレス４７に登録でき、ま
た、キャッシュメモリ７内にデータが存在する場合オン
（１）とし、キャッシュメモリ７内に存在しない場合オ
フ（０）とするキャッシュフラグ４８が用意されてい
る。ユーザは初期設定する際に自分の使用可能な容量に
対する領域を確保するが、その際にＡＤＣ２のＭＰ１
２０が、ＬＧＴ６０により論理グループ１０を割当て
る。この時、ＭＰ１ ２０はＬＧＴ６０にユーザが確保
するために指定したＣＰＵ指定アドレスに対応する領域
を登録する。

【００９３】そこで、実際の読みだし、書き込み処理に
おいては、ＧＡＴ２３はＬＧＴ６０によりＣＰＵ１から
指定してきたＣＰＵ指定アドレスに対応した論理グルー
プ１０を認識することが可能となる。読み出し時はＧＡ
Ｔ２３がＬＧＣにより論理グループ１０を確定し、その
確定した結果をＭＰ１ ２０に報告し、ＭＰ１ ２０は
この当該論理グループ１０に対し読み出し要求を発行す
るようにＤｒｉｖｅＩＦ２８に指示する。ＭＰ１ ２０
から指示を受けたＤｒｉｖｅ ＩＦ２８は当該論理グル
ープ１０のサブＤＫＣ１１に対し読み出し要求とＣＰＵ
１が指定するＣＰＵ指定アドレスを発行する。サブＤＫ
Ｃ１１ではマイクロプロセッサであるＭＰ３ ２９がこ
の読み出し要求のコマンドとＣＰＵ指定アドレスを受け
付け、実施例１と同様に、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８から送
られてきたＣＰＵ指定アドレスをＤＡＴ３０を参照し、
当該データが格納されている論理グループ１０内の論理
アドレス４５に変換し、この論理アドレス４５から当該
ＳＣＳＩドライブアドレス４２（ＳＣＳＩドライブ番号
４３とその中のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４）を確定する。

【００９４】このアドレスの確定後ＭＰ３ ２９は当該
ＳＣＳＩドライブ１２に対し、読み出し要求を発行す
る。ＭＰ３ ２９から読み出し要求を発行されたＳＣＳ
Ｉドライブ１２ではＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４へシーク、
回転待ちを行ない、当該データの読み出しが可能になり
次第、当該データをドライブアダプタ回路（Ｄｒｉｖｅ
Ａｄｐ）３４に転送し、Ｄｒｉｖｅ Ａｄｐ３４はサブ
キャッシュメモリ３２に格納する。サブキャッシュメモ
リ３２に当該データの格納が完了した後、Ｄｒｉｖｅ
Ａｄｐ３４はＭＰ３ ２９に格納報告を行ない、ＭＰ３
２９はＤＡＴ３０の当該データの当該論理アドレス４
５内の当該キャッシュフラグ４８をオン（１）とする。
後に当該キャッシュフラグ４８がオン（１）のデータに
対し読み出しまたは書込み要求が発行された場合は、サ
ブキャッシュ３２内で処理を行なう。実施例１と同様に
ＭＰ３ ２９によるＤＡＴ３０の更新が終了すると、Ｍ
Ｐ３ ２９はＡＤＣ２内のＤｒｉｖｅ ＩＦ２８に対し
データ転送可能という応答を行ない、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ
２８はこの応答を受け取ると、ＭＰ１ ２０に対し報告
する。

【００９５】ＭＰ１ ２０はこの報告を受け取ると、キ
ャッシュメモリ７への格納が可能なら、Ｄｒｉｖｅ Ｉ
Ｆ２８に対しサブＤＫＣ１１からデータを転送するよう
に指示する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８ではＭＰ１ ２０か
らの指示を受けるとサブＤＫＣ１１のＭＰ３ ２９に対
し読み出し要求を発行する。この読み出し要求を受けた
ＭＰ３ ２９はサブキャッシュアダプタ回路（ＳＣＡ）
３１に対しサブキャッシュ３２から当該データを読みだ
すように指示し、ＳＣＡ３１は実際にデータを読み出し
てＤｒｉｖｅ ＩＦ２８にデータを転送する。Ｄｒｉｖ
ｅ ＩＦ ２８がデータを受け取った後は、実施例１、
２で示した処理を行なう。

【００９６】一方書込み時は読み出し時と同様に当該論
理グループ１０を確定し、ＭＰ１２０はＤｒｉｖｅ Ｉ
Ｆ２８に対し当該論理グループ１０のＭＰ３ ２９に対
し書込み要求を発行するように指示する。当該論理グル
ープ１０内のＭＰ３ ２９は、書込み要求を受け付け、
書込みデータをサブキャッシュ３２に格納した後は、図
５のフローチャートに従って、実施例１、２と同様に処
理を行う。本実施例では実施例１、２の効果を実現する
ことが可能である。

【００９７】以上、磁気ディスク装置を用いたシステム
を実施例として説明したが、本発明は光ディスク装置を
用いたシステムにおいても同様な効果を発揮することが
可能である。

【００９８】

【発明の効果】本発明によれば、データの書き込み時に
おけるパリティの更新処理をＣＰＵからの読みだしまた
は書き込み要求が少ない時まで遅らせることが可能とな
る。これにより、ＣＰＵにとっては読みだしまたは書き
込み処理要求が多い時は書き込み処理を高速に行え、こ
れにより単位時間当りのＩ／Ｏ処理件数を増加させるこ
とが可能となる。さらに、通常は使用しないスペアのＳ
ＣＳＩドライブを、回転待ち時間の短縮という、性能向
上のために使用でき、ＳＣＳＩドライブ資源の有効活用
が図れる。

【図面の簡単な説明】

【図１】第１の実施例の全体構成図。

【図２】第１の実施例のクラスタ内構成図。

【図３】アドレス変換テーブルの説明図。

【図４】書き込み処理時のデータ移動説明図。

【図５】書き込み処理フローチャート（１）。

【図６】データ回復処理説明図、パリティグループを構
成する各データのディスク上での位置説明図。

【図７】第３の実施例の全体構成図。

【図８】第３の実施例のクラスタ内構成図。

【図９】第３の実施例のサブＤＫＣ内構成図。

【図１０】論理グループテーブル説明図。

【図１１】ＲＡＩＤ Ｌｅｖｅｌ５における更新処理説
明図。

【図１２】ＲＡＩＤ５における書き込み処理タイミング
チャート。

【図１３】書き込み処理フローチャート（２）。

【図１４】パリティ作成処理フローチャート。

【符号の説明】 １…ＣＰＵ、２…アレイディスクコントローラ（ＡＤ
Ｃ）、３…アレイディスクユニット（ＡＤＵ）、４…外
部インターフェースパス、５…チャネルパスディレク
タ、６…チャネルパス、７…キャッシュメモリ、８…ド
ライブパス、９…アレイディスクユニットパス、１０…
論理グループ、１２…ＳＣＳＩドライブ、１３…クラス
タ、１４…ドライブ側キャッシュアダプタ（Ｃ Ａｄ
ｐ）、１５…インターフェースアダプタ、１６…チャネ
ルパススイッチ、１７…制御信号線、１８…データ線、
１９…パス、２０…マイクロプロセッサ１（ＭＰ１）、
２１…チャネルインターフェース（ＣＨ ＩＦ）回路、
２２…データ制御回路（ＤＣＣ）、２３…グループアド
レス変換回路（ＧＡＴ）、２４…チャネル側キャッシュ
アダプタ（Ｃ Ａｄｐ）、２８…ドライブインターフェ
ース回路（Ｄｒｉｖｅ ＩＦ）、２９…マイクロプロセ
ッサ３（ＭＰ３）、３０…データアドレステーブル４
０、３１…サブキャッシュアダプタ、３４…ドライブア
ダプタ（Ｄｒｉｖｅ Ａｄｐ）、３５…ドライブパス、
３６…パリティ生成回路、４０…アドレス変換用テーブ
ル（アドレステーブル）、４１…ＣＰＵ指定ドライブ番
号、４２…ＳＣＳＩドライブアドレス、４３…ＳＣＳＩ
ドライブ番号、４４…ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ、４５…論理
アドレス、４６…ＣＣＨＨＲ、４７…キャッシュアドレ
ス、４８…キャッシュフラグ、４９…無効フラグ、５０
…パリティドライブ番号、５１…スペースドライブ番
号、５２…ドライブフラグ、５３…ＳＤフラグ、６０…
論理グループテーブル、６１…論理グループアドレス

Claims (28)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】デ−タを格納する複数のドライブ群と、該
   ドライブ群を管理する制御装置とを備え、書き込みデー
   タを前記ドライブ群に格納し、該各ドライブに格納され
   ているデータにより誤り訂正符号を生成し、この生成し
   た誤り訂正符号を、該誤り訂正符号を生成するのに関与
   したデータが格納されているドライブとは別のドライブ
   に格納する記憶装置の制御方法において、 データ書き込みに伴う誤り訂正符号の更新を、前記デー
   タ書き込み処理よりも遅延させて処理することを特徴と
   する記憶装置の制御方法。
2. 【請求項２】書き込むべき複数のデータから少なくとも
   １つの誤り訂正符号を含む１つの論理グループを生成
   し、該論理グループを構成する複数のデータ及び誤り訂
   正符号を複数のドライブ群内に格納する記憶装置におけ
   るデータの格納方法であって、 前記論理グループを構成する複数のデータの１つを新た
   なデータに書き換える更新要求に応答して、該更新デー
   タと新たな誤り訂正符号とを含む１つの論理グループを
   新たに生成し、前記新たな論理グループの更新データと
   誤り訂正符号とを、前記書き換え前のデータ及び誤り訂
   正符号が格納されていたドライブとは異なるドライブに
   それぞれ分散して格納する記憶装置におけるデータの格
   納方法において、 データ書き込みに伴う誤り訂正符号の更新を、前記デー
   タ書き込み処理よりも遅延させて処理することを特徴と
   する記憶装置の制御方法。
3. 【請求項３】デ−タを格納する複数のドライブ群と、該
   ドライブ群を管理する制御装置とを備え、書き込みデー
   タを前記ドライブ群に格納し、該各ドライブに格納され
   ているデータにより誤り訂正符号を生成し、この生成し
   た誤り訂正符号を、該誤り訂正符号を生成するのに関与
   したデータが格納されているドライブとは別のドライブ
   に格納する記憶装置の制御方法において、 データ書き込みに伴う誤り訂正符号の更新を、データの
   書き込みを要求した上位置装置の負荷が所定値以下のと
   きに処理することを特徴とする記憶装置の制御方法。
4. 【請求項４】書き込むべき複数のデータから少なくとも
   １つの誤り訂正符号を含む１つの論理グループを生成
   し、該論理グループを構成する複数のデータ及び誤り訂
   正符号を複数のドライブ群内に格納する記憶装置におけ
   るデータの格納方法であって、 前記論理グループを構成する複数のデータの１つを新た
   なデータに書き換える更新要求に応答して、該更新デー
   タと新たな誤り訂正符号とを含む１つの論理グループを
   新たに生成し、前記新たな論理グループの更新データと
   誤り訂正符号とを、前記書き換え前のデータ及び誤り訂
   正符号が格納されていたドライブとは異なるドライブに
   それぞれ分散して格納する記憶装置におけるデータの格
   納方法において、 データ書き込みに伴う誤り訂正符号の更新を、データの
   書き込みを要求した上位置装置の負荷が所定値以下のと
   きに処理することを特徴とする記憶装置の制御方法。
5. 【請求項５】デ−タを格納する複数のドライブ群と、該
   ドライブ群を管理する制御装置とを備え、書き込みデー
   タを前記ドライブ群に格納し、該各ドライブに格納され
   ているデータにより誤り訂正符号を生成し、この生成し
   た誤り訂正符号を、該誤り訂正符号を生成するのに関与
   したデータが格納されているドライブとは別のドライブ
   に格納するにおいて、 データ書き込みに伴う誤り訂正符号の更新を、前記制御
   装置の負荷が所定値以下のときに処理することを特徴と
   する記憶装置の制御方法。
6. 【請求項６】書き込むべき複数のデータから少なくとも
   １つの誤り訂正符号を含む１つの論理グループを生成
   し、該論理グループを構成する複数のデータ及び誤り訂
   正符号を複数のドライブ群内に格納する記憶装置におけ
   るデータの格納方法であって、 前記論理グループを構成する複数のデータの１つを新た
   なデータに書き換える更新要求に応答して、該更新デー
   タと新たな誤り訂正符号とを含む１つの論理グループを
   新たに生成し、前記新たな論理グループの更新データと
   誤り訂正符号とを、前記書き換え前のデータ及び誤り訂
   正符号が格納されていたドライブとは異なるドライブに
   それぞれ分散して格納する記憶装置におけるデータの格
   納方法において、 データ書き込みに伴う誤り訂正符号の更新を、前記制御
   装置の負荷が所定値以下のときに処理することを特徴と
   する記憶装置の制御方法。
7. 【請求項７】デ−タを格納する複数のドライブ群と、該
   ドライブ群を管理する制御装置とを備え、書き込みデー
   タを前記ドライブ群に格納し、該各ドライブに格納され
   ているデータにより誤り訂正符号を生成し、この生成し
   た誤り訂正符号を、該誤り訂正符号を生成するのに関与
   したデータが格納されているドライブとは別のドライブ
   に格納するディスクアレイシステムにおいて、 データ書き込みに伴う誤り訂正符号の更新を、前記デー
   タの書き込みとは非同期でかつ所定のタイミング毎に処
   理することを特徴とするディスクアレイ装置の制御方
   法。
8. 【請求項８】あるドライブに障害が発生し、障害が発生
   したドライブ内のデータまたはパリティを回復処理によ
   り復元し、この復元したデータまたはパリティを予備の
   書き込み領域に書き込んだ後、障害が発生したドライブ
   を、正常なドライブに交換し、交換後は、この交換した
   正常なドライブは全てスペース領域により構成されてい
   るとして論理グループを再構成して処理を再開すること
   を特徴とする請求項１記載の記憶装置の制御方法。
9. 【請求項９】あるドライブに障害が発生したことを感知
   したら、障害が発生したドライブを正常なドライブに交
   換し、障害が発生したドライブ内のデータまたはパリテ
   ィを回復処理により復元し、この復元したデータまたは
   パリティと、障害が発生したドライブ内にあったスペー
   ス領域を、交換した正常なドライブに書き込んで再構成
   して処理を再開することを特徴とする請求項１記載の記
   憶装置の制御方法。
10. 【請求項１０】最新に書き込まれたデータについては二
    重化して高信頼とし、書き込み要求があまり発行されな
    いデータについてはパリティにより信頼性を確保するよ
    うに、信頼性について二段階のレベルを設定することを
    特徴とする請求項１記載の記憶装置の制御方法。
11. 【請求項１１】書き込むべき複数のデータから少なくと
    も１つの誤り訂正符号を含む１つの論理グループを生成
    し、該論理グループを構成する複数のデータ及び誤り訂
    正符号を複数のドライブ群内に格納する記憶装置であっ
    て、 前記論理グループを構成する複数のデータの１つを新た
    なデータに書き換える更新要求に応答して、該更新デー
    タと新たな誤り訂正符号とを含む１つの論理グループを
    新たに生成し、前記新たな論理グループの更新データと
    誤り訂正符号とを、前記書き換え前のデータ及び誤り訂
    正符号が格納されていたドライブとは異なるドライブに
    それぞれ分散して格納する記憶装置において、 データ書き込みに伴う誤り訂正符号の更新を、前記デー
    タ書き込み処理よりも遅延させて処理することを特徴と
    する記憶装置。
12. 【請求項１２】前記記憶装置を構成するドライブの集合
    の中に、書き込むデータを一旦二重化して書き込める領
    域をもつことを特徴とする請求項１１記載の記憶装置。
13. 【請求項１３】スペース領域を、パリティを生成するデ
    ータと、それらのデータにより生成したパリティが格納
    されているドライブに分散してもつことを特徴とする請
    求項１１記載の記憶装置。
14. 【請求項１４】スペース領域を、パリティおよびパリテ
    ィの作成に関与したデータの格納されているドライブ以
    外の、異なる２台のドライブに確保することを特徴とす
    る請求項１１記載の記憶装置。
15. 【請求項１５】パリティを生成するデータと生成したパ
    リティと、スペース領域が、それぞれ別のドライブに格
    納されており、これらの対応するデータ、パリティ、ス
    ペース領域が、各ドライブにおいて同一の物理的なアド
    レスに格納されるよう制御する手段を備えていることを
    特徴とする請求項１３記載の記憶装置。
16. 【請求項１６】パリティを生成するデータと生成したパ
    リティと、スペース領域が、それぞれ別のドライブに格
    納されており、これらの対応するデータ、パリティ、ス
    ペース領域は、各ドライブにおいて任意の物理的なアド
    レスに格納されるよう制御する手段を有することを特徴
    とする請求項１３記載の記憶装置。
17. 【請求項１７】上位装置からの書込み要求に対し、ディ
    スク装置を制御する制御装置が、書込みデータを、スペ
    ース領域の確保されている２台のドライブの物理的なア
    ドレスに二重化して書き込む制御を行うプロセッサを持
    つことを特徴とする請求項１３記載の記憶装置。
18. 【請求項１８】論理グループ内において、上位装置から
    の新データ書込み要求に対し、ディスク装置を制御する
    制御装置は、スペース領域の確保されている２台のドラ
    イブの物理的なアドレスに、二重化して書き込む様に変
    換して制御するプロセッサを持つことを特徴とする請求
    項１３記載の記憶装置。
19. 【請求項１９】上位装置から書込み要求が発行された場
    合、書き込む新データをスペース領域の確保されている
    ２台のドライブの物理的なアドレスに二重化して格納
    し、この段階で上位装置に対し、書き込み処理の終了を
    報告するプロセッサを持つことを特徴とする請求項１１
    記載の記憶装置。
20. 【請求項２０】上位装置から書込み要求が発行された場
    合、書き込む新データをスペース領域の確保されている
    ２台のドライブの物理的なアドレスに二重化して格納
    し、この段階で上位装置に対し、書き込み処理の終了を
    報告し、データの当該ドライブへの書き込み処理とは独
    立に、後で書き込みによるパリティの作成および当該ド
    ライブへの書き込みを行うように制御するプロセッサを
    持つことを特徴とする請求項１８記載の記憶装置。
21. 【請求項２１】上位装置から書込み要求が発行された場
    合、書き込む新データをスペース領域の確保されている
    ２台のドライブの物理的なアドレスに二重化して格納
    し、この段階で上位装置に対し、書き込み処理の終了を
    報告した後、上位装置からの読み出しまたは書き込み要
    求数をカウントし、このカウント値をユーザまたはシス
    テム管理者が予め設定した数とで比較する制御を行うプ
    ロセッサを持つことを特徴とする請求項１９記載の記憶
    装置。
22. 【請求項２２】上位装置から書込み要求が発行された場
    合、書き込む新データをスペース領域の確保されている
    ２台のドライブの物理的なアドレスに二重化して格納
    し、この段階で上位装置に対し、書き込み処理の終了を
    報告した後、上位装置からの読み出しまたは書き込み要
    求数をカウントし、このカウント値をユーザまたはシス
    テム管理者が予め設定した数とで比較した結果、カウン
    ト値が設定数より小さく、しかも、当該ドライブに対し
    上位装置から読み出しまたは書き込み要求が発行されて
    いない場合、書き込み処理におけるパリティの作成を開
    始するように判断する制御を行うプロセッサを持つこと
    を特徴とする請求項２０記載の記憶装置。
23. 【請求項２３】論理グループにおいて、パリティを作成
    するデータとパリティの集合をパリティグループとし、
    書き込み前と書き込み後では、パリティグループを構成
    するデータおよびパリティの格納されているドライブが
    異なることを特徴とする請求項１１記載の記憶装置。
24. 【請求項２４】論理グループ内のあるドライブに障害が
    発生した場合、正常な残りのドライブ内のデータとパリ
    ティから、障害が発生したドライブ内のデータまたはパ
    リティを回復処理により復元するが、この復元したデー
    タまたはパリティをスペース領域に書き込む制御を行う
    プロセッサを持つことを特徴とする請求項１１記載のデ
    ィスクアレイシステム。
25. 【請求項２５】書き込みにより作成した新パリティを、
    当該ドライブへ書き込む前に、あるドライブに障害が発
    生した場合、旧パリティの作成に関与したデータについ
    ては、この旧パリティの作成に関与した、正常な残りの
    ドライブ内のデータとパリティから回復処理により復元
    し、二重化されている新データが格納されているドライ
    ブに障害が発生した場合は、二重化データの一方から、
    障害が発生したドライブ内のデータまたはパリティを回
    復処理により復元する制御を行うプロセッサを持つこと
    を特徴とする請求項１１記載のディスクアレイシステ
    ム。
26. 【請求項２６】書き込みにより作成した新パリティを、
    当該ドライブへ書き込む前に、あるドライブに障害が発
    生した場合、正常な残りのドライブ内のデータとパリテ
    ィと二重化されている新データから、障害が発生したド
    ライブ内のデータまたはパリティを回復処理により復元
    するが、この復元したデータまたはパリティをスペース
    領域に書き込む制御を行うプロセッサを持つことを特徴
    とする請求項１１記載のディスクアレイシステム。
27. 【請求項２７】データとパリティとスペース領域を、テ
    ーブルにより管理することを特徴とする請求項１１記載
    のディスクアレイシステム。
28. 【請求項２８】論理グループ単位に、その内部にアドレ
    ス変換用テーブルと、パリティ生成回路と、キャッシュ
    メモリと、それらを制御するマイクロプロセッサを持つ
    ことを特徴とする請求項１１記載のディスクアレイシス
    テム。