JPH07114445A - ディスクアレイ装置のアドレス変換方法 - Google Patents
ディスクアレイ装置のアドレス変換方法Info
- Publication number
- JPH07114445A JPH07114445A JP5259597A JP25959793A JPH07114445A JP H07114445 A JPH07114445 A JP H07114445A JP 5259597 A JP5259597 A JP 5259597A JP 25959793 A JP25959793 A JP 25959793A JP H07114445 A JPH07114445 A JP H07114445A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- disk
- disk unit
- address
- data
- logical block
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Withdrawn
Links
Abstract
(57)【要約】
【目的】上位装置から与えられたディスクアレイを意識
しない論理ディスクユニットアドレスをディスクアレイ
の実際のディスクユニット形態を意識した物理アドレス
に変換するディスクアレイ装置のアドレス変換方法を提
供することを目的とする。 【構成】上位装置による論理アドレスの初期化時にパラ
メータ設定過程で設定したパラメータの供給を受け、上
位装置から与えられた論理ブロックアドレスＡ０をディ
スクアレスの物理ディスクユニット番号（物理ディスク
ユニットＩＤ）と、この物理ディスクユニット内の論理
ブロックアドレスＡ３に変換し、最終的に物理ディスク
ユニット番号とこの物理ブロックアドレス内論理ブロッ
クアドレスＡ３に基づいてディスクアレイ内のディスク
ユニットをアクセスする。
しない論理ディスクユニットアドレスをディスクアレイ
の実際のディスクユニット形態を意識した物理アドレス
に変換するディスクアレイ装置のアドレス変換方法を提
供することを目的とする。 【構成】上位装置による論理アドレスの初期化時にパラ
メータ設定過程で設定したパラメータの供給を受け、上
位装置から与えられた論理ブロックアドレスＡ０をディ
スクアレスの物理ディスクユニット番号（物理ディスク
ユニットＩＤ）と、この物理ディスクユニット内の論理
ブロックアドレスＡ３に変換し、最終的に物理ディスク
ユニット番号とこの物理ブロックアドレス内論理ブロッ
クアドレスＡ３に基づいてディスクアレイ内のディスク
ユニットをアクセスする。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ホストコンピュータか
らの論理ブロックアドレスをディスクアレイ上のディス
クユニット番号とディスクユニット内の論理ブロックア
ドレスに変換するディスクアレイ装置のアドレス変換方
法に関する。計算機システムの外部記憶装置として、記
録の不揮発性，大容量性，データ転送の高速性等の特長
をもつ磁気ディスクユニット（以下単に「ディスクユニ
ット」という）が広く用いられている。しかし、計算機
システムのデータ処理能力の向上に対して、磁気ディス
クユニットの容量は増大する一方で、データ転送速度は
あまり増加していない。
らの論理ブロックアドレスをディスクアレイ上のディス
クユニット番号とディスクユニット内の論理ブロックア
ドレスに変換するディスクアレイ装置のアドレス変換方
法に関する。計算機システムの外部記憶装置として、記
録の不揮発性，大容量性，データ転送の高速性等の特長
をもつ磁気ディスクユニット（以下単に「ディスクユニ
ット」という）が広く用いられている。しかし、計算機
システムのデータ処理能力の向上に対して、磁気ディス
クユニットの容量は増大する一方で、データ転送速度は
あまり増加していない。
【０００２】このような計算機システムとディスクユニ
ット間のボトルネックを解消する手段として、並列的に
動作する複数台のディスクユニットに、データの並列転
送を行い、データ転送速度を１台のディスクユニットの
転送速度に並列動作する台数分を掛け合わせたものにす
るディスクアレイ装置の実用化が進められている。
ット間のボトルネックを解消する手段として、並列的に
動作する複数台のディスクユニットに、データの並列転
送を行い、データ転送速度を１台のディスクユニットの
転送速度に並列動作する台数分を掛け合わせたものにす
るディスクアレイ装置の実用化が進められている。
【０００３】
【従来の技術】従来、ディスクアレイ装置は、並列動作
するディスクユニットに冗長性をもたせて、あるディス
クユニットの故障によるデータ転送の中断防止、故障し
た装置の置き換え等を行って、ディスクアレイシステム
全体の信頼性向上を図ることができる。
するディスクユニットに冗長性をもたせて、あるディス
クユニットの故障によるデータ転送の中断防止、故障し
た装置の置き換え等を行って、ディスクアレイシステム
全体の信頼性向上を図ることができる。
【０００４】ディスクアレイ方式としては、カルフォル
ニア大学バークレイ校のデビット・Ａ・パターソンらの
論文に由来してＲＡＩＤ（Redundant Array of Indepen
dentDisks: ）と呼ばれる方式があり、ＲＡＩＤ１から
ＲＡＩＤ５迄のレベルに分類されており、ＲＡＩＤ３か
らＲＡＩＤ５には、ディスクの故障時にデータを回復す
るための冗長情報としてパリティを保持する。
ニア大学バークレイ校のデビット・Ａ・パターソンらの
論文に由来してＲＡＩＤ（Redundant Array of Indepen
dentDisks: ）と呼ばれる方式があり、ＲＡＩＤ１から
ＲＡＩＤ５迄のレベルに分類されており、ＲＡＩＤ３か
らＲＡＩＤ５には、ディスクの故障時にデータを回復す
るための冗長情報としてパリティを保持する。
【０００５】またＲＡＩＤレベルの中でも、ＲＡＩＤ
４，５では複数の同時読み出しが可能であり、更にレベ
ル５においてはパリティを格納するディスクを固定しな
いことで複数の同時書き込みも可能としており、大量の
トランザクション処理においてその効果を発揮する。ま
た、ディスクアレイを複数ランク繋げることにより、さ
らにその効果を発揮する。
４，５では複数の同時読み出しが可能であり、更にレベ
ル５においてはパリティを格納するディスクを固定しな
いことで複数の同時書き込みも可能としており、大量の
トランザクション処理においてその効果を発揮する。ま
た、ディスクアレイを複数ランク繋げることにより、さ
らにその効果を発揮する。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、このよ
うなＲＡＩＤ方式を備えたディスクアレイ装置にあって
は、ホスト計算機に対しＲＡＩＤ方式に従ったディスク
アレイの物理的形態を意識させずに、１つのディスクユ
ニットの様にみせる必要がある。またディスクアレイ内
でディスクユニットに対して並行的にアクセスすること
を可能にする必要がある。
うなＲＡＩＤ方式を備えたディスクアレイ装置にあって
は、ホスト計算機に対しＲＡＩＤ方式に従ったディスク
アレイの物理的形態を意識させずに、１つのディスクユ
ニットの様にみせる必要がある。またディスクアレイ内
でディスクユニットに対して並行的にアクセスすること
を可能にする必要がある。
【０００７】このためホスト計算機ではディスクアレイ
を構成する複数のディスクユニットを意識することなく
１つのディスクユニットとして扱うことを可能とするた
め、論理的なディスクアドレス（論理ブロックアドレ
ス）を用いる。このようなホスト計算機から与えられる
論理ディスクアドレスに対して、ディスクアレイ装置の
コントローラは、ディスクアレイ内の実際のディスクユ
ニットにブロックアドレスをマッピングをするため、論
理アドレスに対して一意に物理アドレスが決まるアドレ
ス変換を行わなければならない。
を構成する複数のディスクユニットを意識することなく
１つのディスクユニットとして扱うことを可能とするた
め、論理的なディスクアドレス（論理ブロックアドレ
ス）を用いる。このようなホスト計算機から与えられる
論理ディスクアドレスに対して、ディスクアレイ装置の
コントローラは、ディスクアレイ内の実際のディスクユ
ニットにブロックアドレスをマッピングをするため、論
理アドレスに対して一意に物理アドレスが決まるアドレ
ス変換を行わなければならない。
【０００８】更にディスクアレイ内のディスクユニット
は、ホスト計算機による初期化時の指示で、ＲＡＩＤ
１，ＲＡＩＤ３又はＲＡＩＤ５の動作形態をとる必要が
あり、ＲＡＩＤ形態のいかんに係わらず共通化されたア
ドレス変換の機能を実現することが望まれる。本発明
は、このような従来の課題に鑑みてなされたもので、上
位装置から与えられたディスクアレイを意識しない論理
アドレスをディスクアレイの実際のディスクユニット形
態を意識した物理アドレスに変換するディスクアレイ装
置のアドレス変換方法を提供することを目的とする。
は、ホスト計算機による初期化時の指示で、ＲＡＩＤ
１，ＲＡＩＤ３又はＲＡＩＤ５の動作形態をとる必要が
あり、ＲＡＩＤ形態のいかんに係わらず共通化されたア
ドレス変換の機能を実現することが望まれる。本発明
は、このような従来の課題に鑑みてなされたもので、上
位装置から与えられたディスクアレイを意識しない論理
アドレスをディスクアレイの実際のディスクユニット形
態を意識した物理アドレスに変換するディスクアレイ装
置のアドレス変換方法を提供することを目的とする。
【０００９】
【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。本発明のアドレス変換方法は次の３つの処理
過程で構成される。 アドレス変換に使用する各種のパラメータを設定する
パラメータ設定過程； 上位装置による論理アドレスの初期化時にパラメータ
設定過程で設定したパラメータの供給を受け、上位装置
から与えられた論理ブロックアドレスＡ０をディスクア
レイのディスクユニット番号（物理デバイスＩＤ）と、
このディスクユニット内の論理ブロックアドレスＡ３に
変換するマッピング処理過程； マッピング処理過程で求めたディスクユニット番号と
このディクユニット内の論理ブロックアドレスＡ３に基
づいてランクとポートの指定でディスクアレイ内のディ
スクユニットをアクセスするアクセス過程；ここで、パ
ラメータ設定過程は、少なくとも次のパラメータを設定
する。
図である。本発明のアドレス変換方法は次の３つの処理
過程で構成される。 アドレス変換に使用する各種のパラメータを設定する
パラメータ設定過程； 上位装置による論理アドレスの初期化時にパラメータ
設定過程で設定したパラメータの供給を受け、上位装置
から与えられた論理ブロックアドレスＡ０をディスクア
レイのディスクユニット番号（物理デバイスＩＤ）と、
このディスクユニット内の論理ブロックアドレスＡ３に
変換するマッピング処理過程； マッピング処理過程で求めたディスクユニット番号と
このディクユニット内の論理ブロックアドレスＡ３に基
づいてランクとポートの指定でディスクアレイ内のディ
スクユニットをアクセスするアクセス過程；ここで、パ
ラメータ設定過程は、少なくとも次のパラメータを設定
する。
【００１０】・ディスクユニット１台当りに連続して格
納するデータストライプサイズＤ１ ・パリティ配置アルゴリズム ・ディスクユニット１台当りのユーザデータ総数ｎ ・データ格納用ディスクユニット数Ｎｄ ・論理ブロックからデータストライピングサイズＤ１へ
の変換比率Ｋ ・パリティの格納ディスクユニットを決めるパリティフ
ァクタストライプデータのグループサイズＤ３ この内、パリティ配置アルゴリズムは、ＲＡＩＤ１の動
作形態の指定でパリティをデータ用ディスクユニットと
同一データを格納するミラーディスクユニットを配置す
る。
納するデータストライプサイズＤ１ ・パリティ配置アルゴリズム ・ディスクユニット１台当りのユーザデータ総数ｎ ・データ格納用ディスクユニット数Ｎｄ ・論理ブロックからデータストライピングサイズＤ１へ
の変換比率Ｋ ・パリティの格納ディスクユニットを決めるパリティフ
ァクタストライプデータのグループサイズＤ３ この内、パリティ配置アルゴリズムは、ＲＡＩＤ１の動
作形態の指定でパリティをデータ用ディスクユニットと
同一データを格納するミラーディスクユニットを配置す
る。
【００１１】またＲＡＩＤ３の指定では、ディスクユニ
ットの論理ブロックアドレスの変化に対し特定のディス
クユニットに固定してパリティを格納するパリティ固定
配置とする。更に、ＲＡＩＤ５の動作形態の指定では、
ディスクユニット内の論理ブロックアドレスの変化に対
し、ディスクユニット位置を順次変えて格納するパリテ
ィ巡回配置とする。
ットの論理ブロックアドレスの変化に対し特定のディス
クユニットに固定してパリティを格納するパリティ固定
配置とする。更に、ＲＡＩＤ５の動作形態の指定では、
ディスクユニット内の論理ブロックアドレスの変化に対
し、ディスクユニット位置を順次変えて格納するパリテ
ィ巡回配置とする。
【００１２】さらに、マッピング処理過程は、上位装置
から与えられた論理ブロックアドレスＡ０を変換比率Ｋ
を用いた調整された論理ブロックアドレスＡ１に変換
し、調整済論理ブロックアドレスＡ１をストライプデー
タ・グループサイズＤ３で割った商としてターゲット・
ストライプデータ・グループアドレスＡ２を求めると共
に、商の余りＣ１としてターゲット・ストライプデータ
・グループオフセットＤＦ１を求め、調整済論理ブロッ
クアドレスＡ１をデータストライプサイズＤ１で割った
商としてターゲット・ストライプデータ位置Ａ４を求め
ると共に商の余りＣ２としてターゲット・ストライプデ
ータ位置オフセットＤＦ２を求め、最終的に前記ターゲ
ット・ストライプデータ位置Ａ４に前記パリティファク
タを加算してディスクユニット番号を求めると共に、前
記ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ
２にデータストライプサイズＤ１を掛け合せた値に前記
ターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２を
加算した値としてディスクユニット内の論理ブロックア
ドレスＡ３を求める。
から与えられた論理ブロックアドレスＡ０を変換比率Ｋ
を用いた調整された論理ブロックアドレスＡ１に変換
し、調整済論理ブロックアドレスＡ１をストライプデー
タ・グループサイズＤ３で割った商としてターゲット・
ストライプデータ・グループアドレスＡ２を求めると共
に、商の余りＣ１としてターゲット・ストライプデータ
・グループオフセットＤＦ１を求め、調整済論理ブロッ
クアドレスＡ１をデータストライプサイズＤ１で割った
商としてターゲット・ストライプデータ位置Ａ４を求め
ると共に商の余りＣ２としてターゲット・ストライプデ
ータ位置オフセットＤＦ２を求め、最終的に前記ターゲ
ット・ストライプデータ位置Ａ４に前記パリティファク
タを加算してディスクユニット番号を求めると共に、前
記ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ
２にデータストライプサイズＤ１を掛け合せた値に前記
ターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２を
加算した値としてディスクユニット内の論理ブロックア
ドレスＡ３を求める。
【００１３】数式的には、 Ａ１＝Ａ０×Ｋ Ａ２＝Ａ１／Ｄ３ 余りＣ１ ＤＦ１＝Ｃ１ Ａ４＝Ａ１／Ｄ１ 余りＣ２ ＤＦ２＝Ｃ２ ディスクユニット番号＝Ａ４＋パリティファクタ ディスクユニット内論理ブロックアドレスＡ３＝Ａ２×
Ｄ１＋ＤＦ２ となる。ここで、パリティファクタは、ＲＡＩＤ１の動
作形態でターゲット・ストライプデータ位置Ａ４の値を
とり、ＲＡＩＤ３の動作形態で０の値をとり、ＲＡＩＤ
５で０又は１の値をとる。
Ｄ１＋ＤＦ２ となる。ここで、パリティファクタは、ＲＡＩＤ１の動
作形態でターゲット・ストライプデータ位置Ａ４の値を
とり、ＲＡＩＤ３の動作形態で０の値をとり、ＲＡＩＤ
５で０又は１の値をとる。
【００１４】
【作用】本発明のディスクアレイ装置のアドレス変換方
法によれば、次の作用が得られる。ホスト論理ブロック
アドレスのディスクアレイにおける物理的な位置は、デ
ィスクユニットＩＤと、このディスクユニット内の論理
セクタアドレス（論理ブロックアドレス）の２つの部分
に変換される。
法によれば、次の作用が得られる。ホスト論理ブロック
アドレスのディスクアレイにおける物理的な位置は、デ
ィスクユニットＩＤと、このディスクユニット内の論理
セクタアドレス（論理ブロックアドレス）の２つの部分
に変換される。
【００１５】物理ディスクユニットＩＤは、最終的にデ
ィスクアレイのランクとポートによって指定される。デ
ィスクアレイのディスクユニットは、ディスクユニット
番号０〜Ｎ−１によって識別される。Ｎは論理ディスク
ユニットへ割り当てられた総物理ディスクユニット数に
等しい。
ィスクアレイのランクとポートによって指定される。デ
ィスクアレイのディスクユニットは、ディスクユニット
番号０〜Ｎ−１によって識別される。Ｎは論理ディスク
ユニットへ割り当てられた総物理ディスクユニット数に
等しい。
【００１６】これら相対物理ディスクユニット番号は、
ディスクアレイのランクとポートを検索する変換テーブ
ルへのインデックスとして使用される。この方法で、デ
ィスクアレイのどのような場所のディスクユニットも論
理ディスクユニットの相対アドレスにマッピングでき
る。ディスクユニットのセクタ値は、ディスクユニット
１台当りのユーザセクタ総数をｎとすると、０〜ｎ−１
の間でなければならない。ディスクアレイを構成する全
てのディスクユニットは、ユーザセクタ数ｎとサイズが
同じでなければならない。
ディスクアレイのランクとポートを検索する変換テーブ
ルへのインデックスとして使用される。この方法で、デ
ィスクアレイのどのような場所のディスクユニットも論
理ディスクユニットの相対アドレスにマッピングでき
る。ディスクユニットのセクタ値は、ディスクユニット
１台当りのユーザセクタ総数をｎとすると、０〜ｎ−１
の間でなければならない。ディスクアレイを構成する全
てのディスクユニットは、ユーザセクタ数ｎとサイズが
同じでなければならない。
【００１７】マッピング処理過程の計算は、ホストコン
ピュータによって論理ディスクユニットが初期化された
ときにセットされたパラメータを使用する。こられのパ
ラメータは、論理ディスクユニットが初期化されたとき
に、それぞれの論理ディスクユニットのデータ構造にセ
ーブされることで使用できる。
ピュータによって論理ディスクユニットが初期化された
ときにセットされたパラメータを使用する。こられのパ
ラメータは、論理ディスクユニットが初期化されたとき
に、それぞれの論理ディスクユニットのデータ構造にセ
ーブされることで使用できる。
【００１８】
＜目次＞ １．システムのハードウェア構成 ２．設定パラメータの種別 ３．ＲＡＩＤ１のマッピング処理 ４．ＲＡＩＤ３のマッピング処理 ５．ＲＡＩＤ５のマッピング処理（ケース１） ６．ＲＡＩＤ５のマッピング処理（ケース２） ７．ディスクアレイのアクセス処理 １．システムのハードウェア構成 図２は本発明のディスクアレイのアドレス変換方法が適
用されるディスクアレイを用いた入出力サブシステムの
ハードウェア構成を示す。
用されるディスクアレイを用いた入出力サブシステムの
ハードウェア構成を示す。
【００１９】図２において、上位装置としてのホストコ
ンピュータ１６にはチャネル装置１８が設けられ、チャ
ネルインタフェースバス２０を介してディスクアレイ制
御部として機能するコントローラ１４を接続している。
チャネルインタフェースバス２０としては、例えばＳＣ
ＳＩやＭＢＣインタフェース（ブロック・マルチプレク
サ・チャネルインタフェース）が使用される。
ンピュータ１６にはチャネル装置１８が設けられ、チャ
ネルインタフェースバス２０を介してディスクアレイ制
御部として機能するコントローラ１４を接続している。
チャネルインタフェースバス２０としては、例えばＳＣ
ＳＩやＭＢＣインタフェース（ブロック・マルチプレク
サ・チャネルインタフェース）が使用される。
【００２０】コントローラ１４はＣＰＵ２２を有し、Ｃ
ＰＵ２２の内部バス２４に制御記憶部２６，パリティ計
算部２８，データ転送バッファ３０，ホストインタフェ
ース部３２およびディスクアダプタ３４−０〜３４−５
が接続される。コントローラ１４に対してはディスクア
レイ１０が設けられている。この実施例において、ディ
スクアレイ１０は横方向に並んだ並列アクセス数に対応
した５つのポートＰ０〜Ｐ５をもち、各ポートＰ０〜Ｐ
５ごとに縦方向に示すランクＲ０〜Ｒ４単位に並列的に
ディスクユニット１２−０〜１２−５，１２−６〜１２
−１１，・・・１２−１８〜１２−２３を接続してい
る。
ＰＵ２２の内部バス２４に制御記憶部２６，パリティ計
算部２８，データ転送バッファ３０，ホストインタフェ
ース部３２およびディスクアダプタ３４−０〜３４−５
が接続される。コントローラ１４に対してはディスクア
レイ１０が設けられている。この実施例において、ディ
スクアレイ１０は横方向に並んだ並列アクセス数に対応
した５つのポートＰ０〜Ｐ５をもち、各ポートＰ０〜Ｐ
５ごとに縦方向に示すランクＲ０〜Ｒ４単位に並列的に
ディスクユニット１２−０〜１２−５，１２−６〜１２
−１１，・・・１２−１８〜１２−２３を接続してい
る。
【００２１】このため、ディスクアレイ１０に設けられ
たディスクユニット１２−０〜１２−２３の物理的な位
置は、ポート番号Ｐｉとランク番号Ｒｉ（但し、ｉは
０，１，２，・・・の整数）で特定することができる。
図３は図２のコントローラ１４に設けられたＣＰＵ２２
のプログラム制御により実現されるアドレス変換機構の
機能を示す。
たディスクユニット１２−０〜１２−２３の物理的な位
置は、ポート番号Ｐｉとランク番号Ｒｉ（但し、ｉは
０，１，２，・・・の整数）で特定することができる。
図３は図２のコントローラ１４に設けられたＣＰＵ２２
のプログラム制御により実現されるアドレス変換機構の
機能を示す。
【００２２】図３において、アドレス変換機構はパラメ
ータ設定部３６，マッピング処理部３８および変換テー
ブル４０で構成される。マッピング処理部３８はホスト
コンピュータ１６から与えられた論理ブロックアドレス
Ａ０を、ディスクアレイ１０内のディスクユニットを特
定するディスクユニットＩＤと、このディスクユニット
ＩＤをもつディスクユニット内のセクタ位置を特定する
ディスクユニット内論理ブロックアドレスＡ３に変換す
る。
ータ設定部３６，マッピング処理部３８および変換テー
ブル４０で構成される。マッピング処理部３８はホスト
コンピュータ１６から与えられた論理ブロックアドレス
Ａ０を、ディスクアレイ１０内のディスクユニットを特
定するディスクユニットＩＤと、このディスクユニット
ＩＤをもつディスクユニット内のセクタ位置を特定する
ディスクユニット内論理ブロックアドレスＡ３に変換す
る。
【００２３】マッピング処理部３８で変換されたディス
クユニットＩＤは変換テーブル４０に与えられる。変換
テーブル４０にはディスクユニットＩＤをインデックス
としたディスクアレイ１０におけるポート番号とランク
番号が予め格納されている。従って、マッピング処理部
３８で得られたディスクユニットＩＤで変換テーブル４
０を索引することで、ディスクアレイ１０内のディスク
位置を特定する（ランク，ポート）の変換データを得る
ことができる。
クユニットＩＤは変換テーブル４０に与えられる。変換
テーブル４０にはディスクユニットＩＤをインデックス
としたディスクアレイ１０におけるポート番号とランク
番号が予め格納されている。従って、マッピング処理部
３８で得られたディスクユニットＩＤで変換テーブル４
０を索引することで、ディスクアレイ１０内のディスク
位置を特定する（ランク，ポート）の変換データを得る
ことができる。
【００２４】またマッピング処理部３８で得られたディ
スクユニット内論理ブロックアドレスは、そのまま変換
テーブル４０から得られた（ランク，ポート）に付加さ
れて、最終的なディスクアレイのアクセスアドレス情報
となる。図４は図２に示したランクＲ０の５台の磁気デ
ィスクユニット１２−０〜１２−５を例にとって、ホス
ト論理ブロックアドレスＡ０＝０〜４１のディスクアレ
イに対する格納状態と、ホストコンピュータ１０から見
たディスクアレイ１０を意識しない論理ディスクユニッ
ト１２のディスクユニット内論理ブロックアドレスの関
係を示している。
スクユニット内論理ブロックアドレスは、そのまま変換
テーブル４０から得られた（ランク，ポート）に付加さ
れて、最終的なディスクアレイのアクセスアドレス情報
となる。図４は図２に示したランクＲ０の５台の磁気デ
ィスクユニット１２−０〜１２−５を例にとって、ホス
ト論理ブロックアドレスＡ０＝０〜４１のディスクアレ
イに対する格納状態と、ホストコンピュータ１０から見
たディスクアレイ１０を意識しない論理ディスクユニッ
ト１２のディスクユニット内論理ブロックアドレスの関
係を示している。
【００２５】ここでディスクユニット１２−０〜１２−
５にはディスクユニットＩＤ＝０〜５が予め設定されて
いる。また各ディスクユニット１２−０〜１２−５はホ
スト論理ブロックを連続して８ブロック格納可能なユー
ザセクタ数をもつ場合を例にとっている。論理ディスク
ユニット１２も、ディスクユニット１２−０〜１２−５
と同様、ホスト論理ブロックを８ブロック格納すること
ができる。
５にはディスクユニットＩＤ＝０〜５が予め設定されて
いる。また各ディスクユニット１２−０〜１２−５はホ
スト論理ブロックを連続して８ブロック格納可能なユー
ザセクタ数をもつ場合を例にとっている。論理ディスク
ユニット１２も、ディスクユニット１２−０〜１２−５
と同様、ホスト論理ブロックを８ブロック格納すること
ができる。
【００２６】図３に示したマッピング処理部３８にあっ
ては、ホストコンピュータから論理ブロックアドレスＡ
０が与えられたときに、図４に示すディスクアレイ１０
を構成する６台のディスクユニット１２−０〜１２−５
のいずれかを特定するディスクユニットＩＤへの変換
と、論理ディスクユニット１２のディスクユニット内論
理ブロックアドレスＡ３への変換を行う。
ては、ホストコンピュータから論理ブロックアドレスＡ
０が与えられたときに、図４に示すディスクアレイ１０
を構成する６台のディスクユニット１２−０〜１２−５
のいずれかを特定するディスクユニットＩＤへの変換
と、論理ディスクユニット１２のディスクユニット内論
理ブロックアドレスＡ３への変換を行う。
【００２７】そしてディスクユニット１２−０〜１２−
５については、変換テーブル４０をディスクユニットＩ
Ｄで検索することにより、最終的にランクとポートでな
るアクセス情報に、ディスクユニット内論理ブロックア
ドレスＡ３を加えたアドレス情報に変換される。図４は
冗長情報としてのパリティ情報を使用しない場合のディ
スクアレイのマッピング状態を示しているが、本発明に
あっては冗長情報としてのパリティを格納するＲＡＩＤ
１，ＲＡＩＤ３またはＲＡＩＤ５の動作形態をとる。
５については、変換テーブル４０をディスクユニットＩ
Ｄで検索することにより、最終的にランクとポートでな
るアクセス情報に、ディスクユニット内論理ブロックア
ドレスＡ３を加えたアドレス情報に変換される。図４は
冗長情報としてのパリティ情報を使用しない場合のディ
スクアレイのマッピング状態を示しているが、本発明に
あっては冗長情報としてのパリティを格納するＲＡＩＤ
１，ＲＡＩＤ３またはＲＡＩＤ５の動作形態をとる。
【００２８】この場合のディスクアレイのマッピング状
態は、ミラーディスクユニットを構成するＲＡＩＤ１に
ついては図５に示すようになる。即ち、ディスクユニッ
ト１２−０〜１２−５の内の２台ずつを１組として同一
データを格納するミラーディスク構成としている。また
ＲＡＩＤ３の動作形態にあっては、図６に示すようにデ
ィスクユニット１２−０〜１２−４をデータ格納用に使
用し、ディスクユニット１２−５を固定的にパリティ格
納用に使用する。
態は、ミラーディスクユニットを構成するＲＡＩＤ１に
ついては図５に示すようになる。即ち、ディスクユニッ
ト１２−０〜１２−５の内の２台ずつを１組として同一
データを格納するミラーディスク構成としている。また
ＲＡＩＤ３の動作形態にあっては、図６に示すようにデ
ィスクユニット１２−０〜１２−４をデータ格納用に使
用し、ディスクユニット１２−５を固定的にパリティ格
納用に使用する。
【００２９】更にＲＡＩＤ５の動作形態にあっては、図
７に示すようになる。ＲＡＩＤ５は論理ディスクユニッ
ト１２の論理ブロックアドレスが変化するごとに、ディ
スクアレイを構成するディスクユニット１２−０〜１２
−５に対するパリティの格納位置を順次ずらす、パリテ
ィの巡回配置を行う。この場合には、論理ディスクユニ
ット１２の論理ブロックアドレスが増加するごとにパリ
ティＰは左回りに巡回するパリティ配置アルゴリズムと
している。
７に示すようになる。ＲＡＩＤ５は論理ディスクユニッ
ト１２の論理ブロックアドレスが変化するごとに、ディ
スクアレイを構成するディスクユニット１２−０〜１２
−５に対するパリティの格納位置を順次ずらす、パリテ
ィの巡回配置を行う。この場合には、論理ディスクユニ
ット１２の論理ブロックアドレスが増加するごとにパリ
ティＰは左回りに巡回するパリティ配置アルゴリズムと
している。
【００３０】次に、図３に示したパラメータ設定部３６
はマッピング処理部３８における論理ブロックアドレス
Ａ０のアドレス変換に使用する各種のパラメータを予め
設定している。このパラメータの設定はＲＡＩＤ１，Ｒ
ＡＩＤ３およびＲＡＩＤ５ごとに行われている。 ２．設定パラメータの種別 コントローラ１２は、ホストコンピュータ１６によって
ホスト論理ブロックアドレスが初期化されたときに、図
３のパラメータ設定部３６にセットされたパラメータを
マッピング処理部３８のデータ構造にセーブし、ホスト
コンピュータ１６からの論理ブロックアドレスＡ０の変
換が可能となる。このパラメータ設定部３６にセットす
るパラメータは次のものがある。
はマッピング処理部３８における論理ブロックアドレス
Ａ０のアドレス変換に使用する各種のパラメータを予め
設定している。このパラメータの設定はＲＡＩＤ１，Ｒ
ＡＩＤ３およびＲＡＩＤ５ごとに行われている。 ２．設定パラメータの種別 コントローラ１２は、ホストコンピュータ１６によって
ホスト論理ブロックアドレスが初期化されたときに、図
３のパラメータ設定部３６にセットされたパラメータを
マッピング処理部３８のデータ構造にセーブし、ホスト
コンピュータ１６からの論理ブロックアドレスＡ０の変
換が可能となる。このパラメータ設定部３６にセットす
るパラメータは次のものがある。
【００３１】・ディスクユニット数Ｎ ・パリティ配置アルゴリズム ・ディスクユニットセクタサイズＤ０ ・データストライプサイズＤ１ ・ユーザセクタ総数ｎ ・データ用ディスクユニット数Ｎｄ ・パリティファクタ ・ホストブロックサイズからデータストライプサイズＤ
１への変換比率Ｋ ・ストライプデータ・グループサイズＤ２ ・ホスト論理ブロックアドレスＡ０ ・論理ユニット番号ＬＵＮ ・調整済ホスト論理ブロック・アドレスＡ１ ・ターゲット・ストライプデータ・グループ位置Ａ２ ・ストライプグループ・オフセットＤＦ１ ・ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４ ・ターゲット・ストライプデータ・オフセットＤＦ２ ・ターゲット物理ディスクユニットＩＤ ・ターゲット物理ディスクユニットの論理ブロックアド
レスＡ３ これらのパラメータを詳細に説明すると次のようにな
る。 （１）ディスクユニット数Ｎ：ディスクアレイに設けら
れている並列アクセス可能なディスクユニットの最大数
であり、ポート数に一致する。図４の場合は、ディスク
ユニット１２−０〜１２−５の６台であるから、ディス
クユニット数Ｎ＝６となる。 （２）パリティ配置アルゴリズム パリティ配置アルゴリズムは、どのようにパリティセク
タが物理ディスクユニットに割り当てられているかを指
定する。このパラメータは実際のマッピング計算には使
用されない。しかし、論理ディスクユニットのパリティ
要素とデータ数を決めるために使用される。
１への変換比率Ｋ ・ストライプデータ・グループサイズＤ２ ・ホスト論理ブロックアドレスＡ０ ・論理ユニット番号ＬＵＮ ・調整済ホスト論理ブロック・アドレスＡ１ ・ターゲット・ストライプデータ・グループ位置Ａ２ ・ストライプグループ・オフセットＤＦ１ ・ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４ ・ターゲット・ストライプデータ・オフセットＤＦ２ ・ターゲット物理ディスクユニットＩＤ ・ターゲット物理ディスクユニットの論理ブロックアド
レスＡ３ これらのパラメータを詳細に説明すると次のようにな
る。 （１）ディスクユニット数Ｎ：ディスクアレイに設けら
れている並列アクセス可能なディスクユニットの最大数
であり、ポート数に一致する。図４の場合は、ディスク
ユニット１２−０〜１２−５の６台であるから、ディス
クユニット数Ｎ＝６となる。 （２）パリティ配置アルゴリズム パリティ配置アルゴリズムは、どのようにパリティセク
タが物理ディスクユニットに割り当てられているかを指
定する。このパラメータは実際のマッピング計算には使
用されない。しかし、論理ディスクユニットのパリティ
要素とデータ数を決めるために使用される。
【００３２】パリティ配置アルゴリズムの有効な値は、 ○ＲＡＩＤ０はパリティなし ○図５のＲＡＩＤ１ではミラー ○図６のＲＡＩＤ３では固定 ○図７のＲＡＩＤ５は右回り巡回又は左回り巡回 （３）ディスクユニットセクタサイズＤ０ ディスクユニットセクタサイズＤ０とは、物理ディスク
ユニットにアクセスできるデータの最小サイズである。 （４）データストライプサイズＤ１ データストライプサイズＤ１とは、１つの物理ディスク
ユニット上に連続して格納されるホスト論理ブロック数
であり、物理ディスクユニット上の連続するセクタ数を
指定する。
ユニットにアクセスできるデータの最小サイズである。 （４）データストライプサイズＤ１ データストライプサイズＤ１とは、１つの物理ディスク
ユニット上に連続して格納されるホスト論理ブロック数
であり、物理ディスクユニット上の連続するセクタ数を
指定する。
【００３３】このデータストライプサイズＤ１は１〜ｎ
のいずれかの値をとる。図４のディスクユニット１２−
１の場合、データストライプサイズＤ１＝１セクタとな
り、最大Ｄ１＝８セクタとすることができる。 （５）ユーザセクタ総数ｎ ユーザセクタ総数ｎとは、ディスクユニット毎のユーザ
利用可能なセクタ数を示し、フォーマット時にディスク
ユニット自身によって供給される。図４の場合は、ｎ＝
８セクタとなる。 （６）データ用ディスクユニット数Ｎｄ データ用ディスクユニット数Ｎｄとは、ディスクユニッ
ト数Ｎからパリティ用ディスクユニットを除いたデータ
格納用のディスクユニット数である。データ用ディスク
ユニット数Ｎｄはパリティ配置アルゴリズムにより次の
ようになる。 ［ＲＡＩＤ］ ［パリティ配置アルゴリズム］ ［データ用ディスクユニット 数Ｎｄ］ ○ＲＡＩＤ０ パリティなし Nd=N ○ＲＡＩＤ１ ミラー（図５） Nd=N/2 ○ＲＡＩＤ３ パリティ固定（図６） Nd=N-1 ○ＲＡＩＤ５ パリティ巡回（図７） Nd=N-1 （７）パリティファクタ パリティファクタとは、パリティ・ストライプ・アルゴ
リズムとデータストライプサイズＤ１に由来する。パリ
ティファクタは、パリティグループ内のアレイ中のパリ
ティセクタとデータセクタの配置を決めるマップブロッ
クを調整する。 （８）ホストブロックサイズからディスクユニットセク
タサイズへの変換比率Ｋこの変換比率Ｋは、 Ｋ＝（ホストブロックサイズＤ０）÷（ストライプデー
タサイズＤ１） で定義され、１より小さくできない。即ち、図４に示す
ように、少なくとも１つのホストブロックに１つのディ
スクユニットセクタが対応する。
のいずれかの値をとる。図４のディスクユニット１２−
１の場合、データストライプサイズＤ１＝１セクタとな
り、最大Ｄ１＝８セクタとすることができる。 （５）ユーザセクタ総数ｎ ユーザセクタ総数ｎとは、ディスクユニット毎のユーザ
利用可能なセクタ数を示し、フォーマット時にディスク
ユニット自身によって供給される。図４の場合は、ｎ＝
８セクタとなる。 （６）データ用ディスクユニット数Ｎｄ データ用ディスクユニット数Ｎｄとは、ディスクユニッ
ト数Ｎからパリティ用ディスクユニットを除いたデータ
格納用のディスクユニット数である。データ用ディスク
ユニット数Ｎｄはパリティ配置アルゴリズムにより次の
ようになる。 ［ＲＡＩＤ］ ［パリティ配置アルゴリズム］ ［データ用ディスクユニット 数Ｎｄ］ ○ＲＡＩＤ０ パリティなし Nd=N ○ＲＡＩＤ１ ミラー（図５） Nd=N/2 ○ＲＡＩＤ３ パリティ固定（図６） Nd=N-1 ○ＲＡＩＤ５ パリティ巡回（図７） Nd=N-1 （７）パリティファクタ パリティファクタとは、パリティ・ストライプ・アルゴ
リズムとデータストライプサイズＤ１に由来する。パリ
ティファクタは、パリティグループ内のアレイ中のパリ
ティセクタとデータセクタの配置を決めるマップブロッ
クを調整する。 （８）ホストブロックサイズからディスクユニットセク
タサイズへの変換比率Ｋこの変換比率Ｋは、 Ｋ＝（ホストブロックサイズＤ０）÷（ストライプデー
タサイズＤ１） で定義され、１より小さくできない。即ち、図４に示す
ように、少なくとも１つのホストブロックに１つのディ
スクユニットセクタが対応する。
【００３４】但し、図６のＲＡＩＤ３の構成では、唯
一、Ｋ＞１となる。例えば図６のように１つのホストブ
ロックを１／５に分割して５分割して５つのストライプ
データを生成している。 （９）ストライプデータ・グループサイズＤ２ ストライプデータ・グループサイズＤ２とは、並列アク
セスされるデータ格納用デバスイ数Ｎｄの中のデータセ
クタの総数をいい、次式で定義される。 ストライプデータ・グループザイズＤ２＝データストラ
イプサイズＤ１×データ格納用ディスクユニット数Ｎｄ （１０）ホスト論理ブロックアドレスＡ０ ホスト論理ブロックアドレスＡ０とは、アレイ上のホス
トブロックのアドレスであり、図４に示す横並びの並列
アクセスされるディスクユニット１２−０〜１２−５の
物理ディスクユニットＩＤと、縦並びの物理ディスクユ
ニット内の論理ブロックアドレスＡ３に変換される。
一、Ｋ＞１となる。例えば図６のように１つのホストブ
ロックを１／５に分割して５分割して５つのストライプ
データを生成している。 （９）ストライプデータ・グループサイズＤ２ ストライプデータ・グループサイズＤ２とは、並列アク
セスされるデータ格納用デバスイ数Ｎｄの中のデータセ
クタの総数をいい、次式で定義される。 ストライプデータ・グループザイズＤ２＝データストラ
イプサイズＤ１×データ格納用ディスクユニット数Ｎｄ （１０）ホスト論理ブロックアドレスＡ０ ホスト論理ブロックアドレスＡ０とは、アレイ上のホス
トブロックのアドレスであり、図４に示す横並びの並列
アクセスされるディスクユニット１２−０〜１２−５の
物理ディスクユニットＩＤと、縦並びの物理ディスクユ
ニット内の論理ブロックアドレスＡ３に変換される。
【００３５】ホスト論理ブロックアドレスＡ０の値は、
１ランク分のアレイ全体のユーザセクタ総数で決まる０
０〜（Ｎ×ｎ−１）をとる。例えば図４の場合は、ホス
ト論理ブロックアドレスＡ０＝０〜４７の値をとる。 （１１）論理ユニット番号ＬＵＮ 論理ユニット番号ＬＵＮは、ディスクアレイの中のパリ
ティグループを構成するディスクユニットグループを定
義する。論理ユニット番号ＬＵＮは、ホストコンピュー
タによって供給され、論理ディスクユニットの識別に使
用される。しかし、ブロックマッピングの計算に使用し
ない。 （１２）調整済ホスト論理ブロック・アドレスＡ１ 調整済ホスト論理ブロック・アドレスＡ１とは、ホスト
論理ブロック・アドレスＡ０を、ホストブロックサイズ
からディスクユニットセクタサイズの変換比率Ｋにより
調整したアドレスであり、次式で定義される。 調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１＝ホスト論理ブ
ロックアドレスＡ０×変換比率Ｋ 例えばホスト論理ブロックサイズＤ０＝データストライ
プサイズＤ１としたＫ＝１の場合、ホスト論理ブロック
アドレスＡ０そのものが調整済ホスト論理ブロックアド
レスＡ１となる。 （１３）ターゲット・ストライプデータ・グループアド
レスＡ２ ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ２
とは、調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１が属する
ストライプデータ・グループの物理ディスクユニット論
理ブロックアドスレＡ３の値を示し、次式で定義され
る。 ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ２
＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１÷ストライプ
データ・グループサイズＤ３ （１４）ストライプグループ・オフセットＤＦ１ ストライプグループ・オフセットＤＦ１とは、ディスク
アレイ中のブロック位置を決める調整済ホスト論理ブロ
ック・アドレスＡ１の属するターゲット・ストライプデ
ータ・グループアドレスＡ２内でのオフセットを与え
る。
１ランク分のアレイ全体のユーザセクタ総数で決まる０
０〜（Ｎ×ｎ−１）をとる。例えば図４の場合は、ホス
ト論理ブロックアドレスＡ０＝０〜４７の値をとる。 （１１）論理ユニット番号ＬＵＮ 論理ユニット番号ＬＵＮは、ディスクアレイの中のパリ
ティグループを構成するディスクユニットグループを定
義する。論理ユニット番号ＬＵＮは、ホストコンピュー
タによって供給され、論理ディスクユニットの識別に使
用される。しかし、ブロックマッピングの計算に使用し
ない。 （１２）調整済ホスト論理ブロック・アドレスＡ１ 調整済ホスト論理ブロック・アドレスＡ１とは、ホスト
論理ブロック・アドレスＡ０を、ホストブロックサイズ
からディスクユニットセクタサイズの変換比率Ｋにより
調整したアドレスであり、次式で定義される。 調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１＝ホスト論理ブ
ロックアドレスＡ０×変換比率Ｋ 例えばホスト論理ブロックサイズＤ０＝データストライ
プサイズＤ１としたＫ＝１の場合、ホスト論理ブロック
アドレスＡ０そのものが調整済ホスト論理ブロックアド
レスＡ１となる。 （１３）ターゲット・ストライプデータ・グループアド
レスＡ２ ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ２
とは、調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１が属する
ストライプデータ・グループの物理ディスクユニット論
理ブロックアドスレＡ３の値を示し、次式で定義され
る。 ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ２
＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１÷ストライプ
データ・グループサイズＤ３ （１４）ストライプグループ・オフセットＤＦ１ ストライプグループ・オフセットＤＦ１とは、ディスク
アレイ中のブロック位置を決める調整済ホスト論理ブロ
ック・アドレスＡ１の属するターゲット・ストライプデ
ータ・グループアドレスＡ２内でのオフセットを与え
る。
【００３６】具体的には、ストライプデータグループの
残りブロック開始位置までのオフセット・ディスクユニ
ット数を示す。ストラトイプグループ・オフセットＤＦ
１は、調整済ホスト論理ブロック・アドレスＡ１をスト
ライプデータ・グループザイズＤ３で割った場合の余り
Ｃ１として得られる。 （１５）ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４ ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４とは、１つのデ
ータストライプグループ内の調整済ホスト論理ブロック
アドレスＡ１が乗るデータ格納用のディスクユニットＩ
Ｄを決定する。即ち、次式で定義される。 ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４＝ストライプデ
ータ・グループオフセットＤＦ１÷データストライプサ
イズＤ１ （１６）ターゲット・ストライプデータ位置オフセット
ＤＦ２ ターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２と
は、調整済ホスト論理ブロック・アドレスＡ１のターゲ
ット・ストライプデータ位置までのオフセット・ディス
クユニット数を示す。
残りブロック開始位置までのオフセット・ディスクユニ
ット数を示す。ストラトイプグループ・オフセットＤＦ
１は、調整済ホスト論理ブロック・アドレスＡ１をスト
ライプデータ・グループザイズＤ３で割った場合の余り
Ｃ１として得られる。 （１５）ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４ ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４とは、１つのデ
ータストライプグループ内の調整済ホスト論理ブロック
アドレスＡ１が乗るデータ格納用のディスクユニットＩ
Ｄを決定する。即ち、次式で定義される。 ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４＝ストライプデ
ータ・グループオフセットＤＦ１÷データストライプサ
イズＤ１ （１６）ターゲット・ストライプデータ位置オフセット
ＤＦ２ ターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２と
は、調整済ホスト論理ブロック・アドレスＡ１のターゲ
ット・ストライプデータ位置までのオフセット・ディス
クユニット数を示す。
【００３７】即ち、ターゲット・ストライプデータ位置
オフセットＤＦ２は、ターゲット・ストライプデータオ
フセットＤＦ１をストライプトデータ・サイズＤ１で割
った場合の余りＣ３で与えられる。 （１７）ターゲット物理ディスクユニットＩＤ ターゲット物理ディスクユニットＩＤは、ディスクアレ
イ内でのターゲット物理ディスクユニットの相対位置を
与える。調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１からマ
ップする。即ち、次式で定義される。 ターゲット物理ディスクユニットＩＤ＝ターゲット・ス
トライプデータ位置Ａ４＋パリティ・ファクタ （１８）ターゲット物理ディスクユニット内の論理ブロ
ックアドレスＡ３ ターゲット物理ディスクユニット内の論理ブロックアド
レスＡ３とは、調整済ホスト論理ブロック・アドレスＡ
１がマッピングするターゲット物理ディスクユニットＩ
Ｄ上にあるディスクユニット内論理ブロックアドレスで
ある。即ち、次式で与えられる。 ターゲット物理ディスクユニット内の論理ブロックアド
レスＡ３＝ターゲット・ストライプデータ・グループア
ドレス×データストライプサイズＤ１＋ターゲット・ス
トライプデータ位置オフセットＤＦ２ ３．ＲＡＩＤ１のマッピング処理 図１２は、ＲＡＩＤ１のブロックマッピングの具体例を
示す。この実施例では、ディスクアレイのディスクユニ
ット数Ｎ＝６台であり、ホスト論理ブロックアドレスＡ
０＝２９に対する物理ディスクユニットＩＤと物理ディ
スクユニット内の論理ブロックアドレスＡ３への変換の
例である。
オフセットＤＦ２は、ターゲット・ストライプデータオ
フセットＤＦ１をストライプトデータ・サイズＤ１で割
った場合の余りＣ３で与えられる。 （１７）ターゲット物理ディスクユニットＩＤ ターゲット物理ディスクユニットＩＤは、ディスクアレ
イ内でのターゲット物理ディスクユニットの相対位置を
与える。調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１からマ
ップする。即ち、次式で定義される。 ターゲット物理ディスクユニットＩＤ＝ターゲット・ス
トライプデータ位置Ａ４＋パリティ・ファクタ （１８）ターゲット物理ディスクユニット内の論理ブロ
ックアドレスＡ３ ターゲット物理ディスクユニット内の論理ブロックアド
レスＡ３とは、調整済ホスト論理ブロック・アドレスＡ
１がマッピングするターゲット物理ディスクユニットＩ
Ｄ上にあるディスクユニット内論理ブロックアドレスで
ある。即ち、次式で与えられる。 ターゲット物理ディスクユニット内の論理ブロックアド
レスＡ３＝ターゲット・ストライプデータ・グループア
ドレス×データストライプサイズＤ１＋ターゲット・ス
トライプデータ位置オフセットＤＦ２ ３．ＲＡＩＤ１のマッピング処理 図１２は、ＲＡＩＤ１のブロックマッピングの具体例を
示す。この実施例では、ディスクアレイのディスクユニ
ット数Ｎ＝６台であり、ホスト論理ブロックアドレスＡ
０＝２９に対する物理ディスクユニットＩＤと物理ディ
スクユニット内の論理ブロックアドレスＡ３への変換の
例である。
【００３８】またデータストライピングサイズＤ１は、
１つの物理ディスクユニットとしてのディスクユニット
１２−０〜１２−５の各々が持つブロック数と同じであ
る。この例ではディスクユニット１２−０〜１２−５毎
に１２ブロック持つと仮定する。ＲＡＩＤ１のパリティ
配置アルゴリズムはミラーであり、パリティブロックＰ
の実際のデータは、対応するディスクユニットのデータ
のコピーである。
１つの物理ディスクユニットとしてのディスクユニット
１２−０〜１２−５の各々が持つブロック数と同じであ
る。この例ではディスクユニット１２−０〜１２−５毎
に１２ブロック持つと仮定する。ＲＡＩＤ１のパリティ
配置アルゴリズムはミラーであり、パリティブロックＰ
の実際のデータは、対応するディスクユニットのデータ
のコピーである。
【００３９】ＲＡＩＤ１の場合、コントローラ１４はリ
ード命令の時は、データ用またはパリティ用のどちらの
ディスクユニットでもアクセスできる。しかし、更新時
には、データ用とパリティ用の両方のディスクユニット
をアクセスしなければならない。 （１）ＲＡＩＤ１の論理ディスクユニットのＲＡＩＤ属
性 ディスクユニット数Ｎ＝６台 データストライプサイズＤ１＝１２セクタ パリティ配置アルゴリズム＝ミラー ユーザデータ総数ｎ＝１２セクタ データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝３ 変換比率Ｋ＝１ パリティファクタ＝ターゲット・ストライプデータ位
置Ａ４ ストライプデータ・グループサイズＤ２＝データスト
ライプサイズＤ１×データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝
１２×３＝３６セクタ （２）ホスト論理ディスクユニットのホスト論理ブロッ
クアドレスＡ０＝２９から物理ディスクユニットＩＤと
物理ディスクユニットの論理ブロックアドレスＡ３への
マッピング 調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１＝ホスト論理
ブロックアドレスＡ１×変換比率Ｋ＝２９×１＝２９ ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ
２＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１／ストライ
プデータ・グループサイズＤ２＝２９／３６＝０ ターゲット・ストライプデータ・グループオフセット
ＤＦ１＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１をスト
ライプデータ・グループサイズＤ３の割った余りＣ１＝
２９ （２９／３６＝０の余りＣ１＝２９） ターゲット・ストライブデータ位置Ａ４＝調整済みホ
スト論理ブロックアドレスＡ１／データストライプサイ
ズＤ１＝２９／１２＝２ ターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２
＝調整済みホスト論理ブロックアドレスＡ１をデータス
トライプサイズＤ１で割った余りＣ２＝５ （２９／１２＝２の余りＣ２＝５） ターゲット物理ディスクユニットＩＤ＝ターゲット・
ストライプデータ位置Ａ４＋パリ ティファクタ＝２＋
２＝４ ターゲット・物理ディスクユニット論理ブロックアド
レスＡ３＝ターゲット・ストライプデータ・グループア
ドレスＡ２×データストライプサイズＤ１＋ターゲット
・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２＝（０×１
２）＋５＝５ ４．ＲＡＩＤ３のマッピング処理 図１１は、ＲＡＩＤ３のブロックマッピングの具体例を
示す。この実施例では、ディスクアレイのディスクユニ
ット数Ｎ＝５台であり、ホスト論理ブロックアドレスＡ
０＝８に対する物理ディスクユニットＩＤと物理ディス
クユニット内の論理ブロックアドレスＡ３への変換の例
である。
ード命令の時は、データ用またはパリティ用のどちらの
ディスクユニットでもアクセスできる。しかし、更新時
には、データ用とパリティ用の両方のディスクユニット
をアクセスしなければならない。 （１）ＲＡＩＤ１の論理ディスクユニットのＲＡＩＤ属
性 ディスクユニット数Ｎ＝６台 データストライプサイズＤ１＝１２セクタ パリティ配置アルゴリズム＝ミラー ユーザデータ総数ｎ＝１２セクタ データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝３ 変換比率Ｋ＝１ パリティファクタ＝ターゲット・ストライプデータ位
置Ａ４ ストライプデータ・グループサイズＤ２＝データスト
ライプサイズＤ１×データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝
１２×３＝３６セクタ （２）ホスト論理ディスクユニットのホスト論理ブロッ
クアドレスＡ０＝２９から物理ディスクユニットＩＤと
物理ディスクユニットの論理ブロックアドレスＡ３への
マッピング 調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１＝ホスト論理
ブロックアドレスＡ１×変換比率Ｋ＝２９×１＝２９ ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ
２＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１／ストライ
プデータ・グループサイズＤ２＝２９／３６＝０ ターゲット・ストライプデータ・グループオフセット
ＤＦ１＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１をスト
ライプデータ・グループサイズＤ３の割った余りＣ１＝
２９ （２９／３６＝０の余りＣ１＝２９） ターゲット・ストライブデータ位置Ａ４＝調整済みホ
スト論理ブロックアドレスＡ１／データストライプサイ
ズＤ１＝２９／１２＝２ ターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２
＝調整済みホスト論理ブロックアドレスＡ１をデータス
トライプサイズＤ１で割った余りＣ２＝５ （２９／１２＝２の余りＣ２＝５） ターゲット物理ディスクユニットＩＤ＝ターゲット・
ストライプデータ位置Ａ４＋パリ ティファクタ＝２＋
２＝４ ターゲット・物理ディスクユニット論理ブロックアド
レスＡ３＝ターゲット・ストライプデータ・グループア
ドレスＡ２×データストライプサイズＤ１＋ターゲット
・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２＝（０×１
２）＋５＝５ ４．ＲＡＩＤ３のマッピング処理 図１１は、ＲＡＩＤ３のブロックマッピングの具体例を
示す。この実施例では、ディスクアレイのディスクユニ
ット数Ｎ＝５台であり、ホスト論理ブロックアドレスＡ
０＝８に対する物理ディスクユニットＩＤと物理ディス
クユニット内の論理ブロックアドレスＡ３への変換の例
である。
【００４０】また物理ディスクユニットとしてのディス
クユニット１２−０〜１２−５の各々は１０ブロック持
つと仮定する。ＲＡＩＤ３の場合はパリティ固定であ
り、ディスクユニット１２−４に固定的に配置する。 （１）ＲＡＩＤ３の論理ディスクユニットのＲＡＩＤ属
性 ディスクユニット数Ｎ＝５台 データストライプサイズＤ１＝１セクタ パリティ配置アルゴリズム＝物理ディスクユニット１
２−４（ＩＤ＝４）に固定 ユーザセクタ総数ｎ＝１０セクタ データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝４ 変換比率Ｋ＝４ パリティファクタ＝０ ストライプデータ・グループサイズＤ２＝データスト
ライプサイズＤ１×データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝
１×４＝４セクタ （２）ホスト論理ディスクユニットのホスト論理ブロッ
クアドレスＡ０＝８から物理ディスクユニットＩＤと物
理ディスクユニットの論理ブロックアドレスＡ３へのマ
ッピング 調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１＝ホスト論理
ブロックアドレスＡ１×変換比率Ｋ＝８×４＝３２ ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ
２＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１／ストライ
プデータ・グループサイズＤ２＝３２／４＝８ ターゲット・ストライプデータ・グループオフセット
ＤＦ１＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１をスト
ライプデータ・グループサイズＤ３で割った余りＣ１＝
０ （３２／４＝８の余りＣ１＝０） ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４＝調整済みホ
スト論理ブロックアドレスＡ１／データストライプサイ
ズＤ１＝０／１＝０ ターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２
＝調整済みホスト論理ブロックアドレスＡ１をデータス
トライプサイズＤ１で割った余りＣ２＝０ （０／１＝０の余りＣ２＝０） ターゲット物理ディスクユニットＩＤ＝ターゲット・
ストライブデータ位置Ａ４＋パリ ティファクタ＝０＋
０＝０ ターゲット・物理ディスクユニット論理ブロックアド
レスＡ３＝ターゲット・ストライプデータ・グループア
ドレスＡ２×データストライプサイズＤ２＋ターゲット
・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２＝（８×１）
＋０＝８ ５．ＲＡＩＤ５のマッピング処理（ケース１） 図１２のＲＡＩＤ５のブロックマッピングは、ホスト論
理ブロックアドレスＡ０＝４５に対する物理ディスクユ
ニットＩＤと物理ディスクユニットの論理ブロックアド
レスＡ３への変換の例である。
クユニット１２−０〜１２−５の各々は１０ブロック持
つと仮定する。ＲＡＩＤ３の場合はパリティ固定であ
り、ディスクユニット１２−４に固定的に配置する。 （１）ＲＡＩＤ３の論理ディスクユニットのＲＡＩＤ属
性 ディスクユニット数Ｎ＝５台 データストライプサイズＤ１＝１セクタ パリティ配置アルゴリズム＝物理ディスクユニット１
２−４（ＩＤ＝４）に固定 ユーザセクタ総数ｎ＝１０セクタ データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝４ 変換比率Ｋ＝４ パリティファクタ＝０ ストライプデータ・グループサイズＤ２＝データスト
ライプサイズＤ１×データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝
１×４＝４セクタ （２）ホスト論理ディスクユニットのホスト論理ブロッ
クアドレスＡ０＝８から物理ディスクユニットＩＤと物
理ディスクユニットの論理ブロックアドレスＡ３へのマ
ッピング 調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１＝ホスト論理
ブロックアドレスＡ１×変換比率Ｋ＝８×４＝３２ ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ
２＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１／ストライ
プデータ・グループサイズＤ２＝３２／４＝８ ターゲット・ストライプデータ・グループオフセット
ＤＦ１＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１をスト
ライプデータ・グループサイズＤ３で割った余りＣ１＝
０ （３２／４＝８の余りＣ１＝０） ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４＝調整済みホ
スト論理ブロックアドレスＡ１／データストライプサイ
ズＤ１＝０／１＝０ ターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２
＝調整済みホスト論理ブロックアドレスＡ１をデータス
トライプサイズＤ１で割った余りＣ２＝０ （０／１＝０の余りＣ２＝０） ターゲット物理ディスクユニットＩＤ＝ターゲット・
ストライブデータ位置Ａ４＋パリ ティファクタ＝０＋
０＝０ ターゲット・物理ディスクユニット論理ブロックアド
レスＡ３＝ターゲット・ストライプデータ・グループア
ドレスＡ２×データストライプサイズＤ２＋ターゲット
・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２＝（８×１）
＋０＝８ ５．ＲＡＩＤ５のマッピング処理（ケース１） 図１２のＲＡＩＤ５のブロックマッピングは、ホスト論
理ブロックアドレスＡ０＝４５に対する物理ディスクユ
ニットＩＤと物理ディスクユニットの論理ブロックアド
レスＡ３への変換の例である。
【００４１】５つのディスクユニット１２−０〜１２−
４を物理ディスクユニットとしたＲＡＩＤ５構成では、
データストライピングサイズＤ１＝１であり、パリティ
配置アルゴリズムは左巡回であり、１つの物理ディスク
ユニットは１４ブロックをもつ。 （１）ＲＡＩＤ５の論理ディスクユニットのＲＡＩＤ属
性 ディスクユニット数Ｎ＝５台 データストライプサイズＤ１＝１セクタ パリティ配置アルゴリズム＝左巡回 ユーザセクタ総数ｎ＝１４セクタ データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝４ 変換比率Ｋ＝１ パリティ・ファクタ （ターゲット・パリティ位置）＞（ターゲット・ストラ
イプデータ位置Ａ４）ならば、パリティファクタ＝０。
４を物理ディスクユニットとしたＲＡＩＤ５構成では、
データストライピングサイズＤ１＝１であり、パリティ
配置アルゴリズムは左巡回であり、１つの物理ディスク
ユニットは１４ブロックをもつ。 （１）ＲＡＩＤ５の論理ディスクユニットのＲＡＩＤ属
性 ディスクユニット数Ｎ＝５台 データストライプサイズＤ１＝１セクタ パリティ配置アルゴリズム＝左巡回 ユーザセクタ総数ｎ＝１４セクタ データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝４ 変換比率Ｋ＝１ パリティ・ファクタ （ターゲット・パリティ位置）＞（ターゲット・ストラ
イプデータ位置Ａ４）ならば、パリティファクタ＝０。
【００４２】（ターゲット・パリティ位置）≦（ターゲ
ット・ストライプデータ位置Ａ４）ならば、パリティフ
ァクタ＝１。 ストライプデータ・グループサイズＤ２＝データスト
ライプサイズＤ１×データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝
１×４＝４セクタ （２）ホスト論理ディスクユニットのホスト論理ブロッ
クアドレスＡ０＝４５から物理ディスクユニットＩＤと
物理ディスクユニットの論理ブロックアドレスＡ３への
マッピング 調整済ホスト論理ブロッサクアドレスＡ１＝ホスト論
理ブロックアドレスＡ１×変換比率Ｋ＝４５×１＝４５ ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ
２＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１／ストライ
プデータ・グループサイズＤ２＝４５／４＝１１ ターゲット・ストライプデータ・グループオフセット
ＤＦ１＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１をスト
ライプデータ・グループサイズＤ３で割った余りＣ１＝
１ （４５／４＝１１の余りＣ１＝１） ターゲット・ストライブデータ位置Ａ４＝調整済みホ
スト論理ブロックアドレスＡ１／データストライプサイ
ズＤ１＝１／１＝１ ターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２
＝調整済みホスト論理ブロックアドレスＡ１をデータス
トライプサイズＤ１で割った余りＣ２＝０ （１／１＝１の余りＣ２＝０） ターゲット物理ディスクユニットＩＤ＝ターゲット・
ストライブデータ位置Ａ４＋パリ ティファクタ＝１＋
０＝０ ターゲット・物理ディスクユニット論理ブロックアド
レイＡ３＝ターゲット・ストライプデータ・グループア
ドレスＡ２×データストライプサイズＤ１＋ターゲット
・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２＝（１×１）
＋０＝１１ （３）パリティファクタ計算 ターゲット・ストライプデータ・グループ位置Ａ２＝
ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４／ディスクユニ
ット数Ｎ＝１１／４＝２ ターゲット・ストライプデータ・グループオフセット
ＤＦ２＝ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４をディ
スクユニット数Ｎで割った余りＣ１＝１ （１１／５＝２の余りＣ１＝１） ターゲット・パリティ位置＝データ用ディスクユニッ
ト数Ｎｄ−ターゲット・ストライプデータ・グループオ
フセットＤＦ２＝４−１＝３ ターゲット・パリティ位置 （ターゲット・パリティ位置＝３）＞（ターゲット・ス
トライプデータ位置Ａ４＝１）なので、パリティファク
タ＝０。 ６．ＲＡＩＤ５のマッピング処理（ケース２） 図１３のＲＡＩＤ５のブロックマッピングは、ホスト論
理ブロックアドレスＡ０＝５７に対する物理ディスクユ
ニット番号と物理ディスクユニット内の論理ブロックア
ドレスＡ３への変換の例である。
ット・ストライプデータ位置Ａ４）ならば、パリティフ
ァクタ＝１。 ストライプデータ・グループサイズＤ２＝データスト
ライプサイズＤ１×データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝
１×４＝４セクタ （２）ホスト論理ディスクユニットのホスト論理ブロッ
クアドレスＡ０＝４５から物理ディスクユニットＩＤと
物理ディスクユニットの論理ブロックアドレスＡ３への
マッピング 調整済ホスト論理ブロッサクアドレスＡ１＝ホスト論
理ブロックアドレスＡ１×変換比率Ｋ＝４５×１＝４５ ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ
２＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１／ストライ
プデータ・グループサイズＤ２＝４５／４＝１１ ターゲット・ストライプデータ・グループオフセット
ＤＦ１＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１をスト
ライプデータ・グループサイズＤ３で割った余りＣ１＝
１ （４５／４＝１１の余りＣ１＝１） ターゲット・ストライブデータ位置Ａ４＝調整済みホ
スト論理ブロックアドレスＡ１／データストライプサイ
ズＤ１＝１／１＝１ ターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２
＝調整済みホスト論理ブロックアドレスＡ１をデータス
トライプサイズＤ１で割った余りＣ２＝０ （１／１＝１の余りＣ２＝０） ターゲット物理ディスクユニットＩＤ＝ターゲット・
ストライブデータ位置Ａ４＋パリ ティファクタ＝１＋
０＝０ ターゲット・物理ディスクユニット論理ブロックアド
レイＡ３＝ターゲット・ストライプデータ・グループア
ドレスＡ２×データストライプサイズＤ１＋ターゲット
・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２＝（１×１）
＋０＝１１ （３）パリティファクタ計算 ターゲット・ストライプデータ・グループ位置Ａ２＝
ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４／ディスクユニ
ット数Ｎ＝１１／４＝２ ターゲット・ストライプデータ・グループオフセット
ＤＦ２＝ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４をディ
スクユニット数Ｎで割った余りＣ１＝１ （１１／５＝２の余りＣ１＝１） ターゲット・パリティ位置＝データ用ディスクユニッ
ト数Ｎｄ−ターゲット・ストライプデータ・グループオ
フセットＤＦ２＝４−１＝３ ターゲット・パリティ位置 （ターゲット・パリティ位置＝３）＞（ターゲット・ス
トライプデータ位置Ａ４＝１）なので、パリティファク
タ＝０。 ６．ＲＡＩＤ５のマッピング処理（ケース２） 図１３のＲＡＩＤ５のブロックマッピングは、ホスト論
理ブロックアドレスＡ０＝５７に対する物理ディスクユ
ニット番号と物理ディスクユニット内の論理ブロックア
ドレスＡ３への変換の例である。
【００４３】ディスクユニット１２−１０〜１２−５で
５つの物理ディスクユニットを構成する。まちデータス
トライピングサイズＤ１＝４としといる。パリティ・ス
トライピング・アルゴリズムは、左巡回である。さらに
１物理ディスクユニットあたり１６ブロック持つ場合を
仮定している。 （１）ＲＡＩＤ５の論理ディスクユニットのＲＡＩＤ属
性 ディスクユニット数Ｎ＝５台 データストライプサイズＤ１＝４セクタ パリティ配置アルゴリズム＝左巡回 ユーザセクタ総数ｎ＝１６セクタ データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝４ 変換比率Ｋ＝１ パリティ・ファクタ （ターゲット・パリティ位置）＞（ターゲット・ストラ
イプデータ位置Ａ４）ならば、パリティファクタ＝０。
５つの物理ディスクユニットを構成する。まちデータス
トライピングサイズＤ１＝４としといる。パリティ・ス
トライピング・アルゴリズムは、左巡回である。さらに
１物理ディスクユニットあたり１６ブロック持つ場合を
仮定している。 （１）ＲＡＩＤ５の論理ディスクユニットのＲＡＩＤ属
性 ディスクユニット数Ｎ＝５台 データストライプサイズＤ１＝４セクタ パリティ配置アルゴリズム＝左巡回 ユーザセクタ総数ｎ＝１６セクタ データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝４ 変換比率Ｋ＝１ パリティ・ファクタ （ターゲット・パリティ位置）＞（ターゲット・ストラ
イプデータ位置Ａ４）ならば、パリティファクタ＝０。
【００４４】（ターゲット・パリティ位置）≦（ターゲ
ット・ストライプデータ位置Ａ４）ならば、パリティフ
ァクタ＝１。 ストライプデータ・グループサイズＤ３＝データスト
ライプサイズＤ１×データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝
４×４＝１６セクタ （２）ホスト論理ディスクユニットのホスト論理ブロッ
クアドレスＡ０＝４５から物理ディスクユニットＩＤと
論理ブロックアドレスＡ３へのマッピング 調整済ホスト論理ブロッサクアドレスＡ１＝ホスト論
理ブロックアドレスＡ１×変換比率Ｋ＝５７×１＝５７ ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ
２＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１／ストライ
プデータ・グループサイズＤ３＝５７／１６＝３ ターゲット・ストライプデータ・グループオフセット
ＤＦ１＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１をスト
ライプデータ・グループサイズＤ３で割った余りＣ１＝
９ （５７／１６＝３の余りＣ１＝９） ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４＝調整済みホ
スト論理ブロックアドレスＡ１／データストライプサイ
ズＤ１＝９／４＝２ ターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２
＝調整済みホスト論理ブロックアドレスＡ１をデータス
トライプサイズＤ１で割った余りＣ２＝１ （９／４＝２の余りＣ２＝１） ターゲット物理ディスクユニットＩＤ＝ターゲット・
ストライプデータ位置Ａ４＋パリ ティファクタ＝２＋
１＝３ ターゲット・物理ディスクユニット論理ブロックアド
レスＡ３＝ターゲット・ストライプデータ・グループア
ドレスＡ２×データストライプサイズＤ１＋ターゲット
・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２＝（３×４）
＋１＝１３ （３）パリティファクタ計算 ターゲット・ストライプデータ・グループ位置Ａ２＝
ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４／ディスクユニ
ット数Ｎ＝３／５＝０ ターゲット・ストライプデータ・グループオフセット
ＤＦ２＝ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４をディ
スクユニット数Ｎで割った余りＣ１＝３ （３／５＝０の余りＣ１＝３） ターゲット・パリティ位置＝データ用ディスクユニッ
ト数Ｎｄ−ターゲット・ストライプデータ・グループオ
フセットＤＦ２＝４−３＝１ ターゲット・パリティ位置 （ターゲット・パリティ位置＝１） ≦（ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４＝２）なの
で、パリティファクタ＝１。 ７．ディスクアレイのアクセス処理 図２に示したホストコンピュータ１６から見えるディス
クアレイ１０は、例えばＲＡＩＤ５を例にとると、図１
４に示すような連続的な空間に見える。
ット・ストライプデータ位置Ａ４）ならば、パリティフ
ァクタ＝１。 ストライプデータ・グループサイズＤ３＝データスト
ライプサイズＤ１×データ用ディスクユニット数Ｎｄ＝
４×４＝１６セクタ （２）ホスト論理ディスクユニットのホスト論理ブロッ
クアドレスＡ０＝４５から物理ディスクユニットＩＤと
論理ブロックアドレスＡ３へのマッピング 調整済ホスト論理ブロッサクアドレスＡ１＝ホスト論
理ブロックアドレスＡ１×変換比率Ｋ＝５７×１＝５７ ターゲット・ストライプデータ・グループアドレスＡ
２＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１／ストライ
プデータ・グループサイズＤ３＝５７／１６＝３ ターゲット・ストライプデータ・グループオフセット
ＤＦ１＝調整済ホスト論理ブロックアドレスＡ１をスト
ライプデータ・グループサイズＤ３で割った余りＣ１＝
９ （５７／１６＝３の余りＣ１＝９） ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４＝調整済みホ
スト論理ブロックアドレスＡ１／データストライプサイ
ズＤ１＝９／４＝２ ターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２
＝調整済みホスト論理ブロックアドレスＡ１をデータス
トライプサイズＤ１で割った余りＣ２＝１ （９／４＝２の余りＣ２＝１） ターゲット物理ディスクユニットＩＤ＝ターゲット・
ストライプデータ位置Ａ４＋パリ ティファクタ＝２＋
１＝３ ターゲット・物理ディスクユニット論理ブロックアド
レスＡ３＝ターゲット・ストライプデータ・グループア
ドレスＡ２×データストライプサイズＤ１＋ターゲット
・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２＝（３×４）
＋１＝１３ （３）パリティファクタ計算 ターゲット・ストライプデータ・グループ位置Ａ２＝
ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４／ディスクユニ
ット数Ｎ＝３／５＝０ ターゲット・ストライプデータ・グループオフセット
ＤＦ２＝ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４をディ
スクユニット数Ｎで割った余りＣ１＝３ （３／５＝０の余りＣ１＝３） ターゲット・パリティ位置＝データ用ディスクユニッ
ト数Ｎｄ−ターゲット・ストライプデータ・グループオ
フセットＤＦ２＝４−３＝１ ターゲット・パリティ位置 （ターゲット・パリティ位置＝１） ≦（ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４＝２）なの
で、パリティファクタ＝１。 ７．ディスクアレイのアクセス処理 図２に示したホストコンピュータ１６から見えるディス
クアレイ１０は、例えばＲＡＩＤ５を例にとると、図１
４に示すような連続的な空間に見える。
【００４５】ホストコンピュータ１６よりディスクアレ
イ１０のコントローラ１４に対し書込要求が発生する
と、コントローラ１４は図３に示したアドレス変換機構
を使用し、ホストコンピュータから見える論理的なディ
スクアドレス、即ちホスト論理ブロックアドレスＡ０を
ディスクアレイ１０における物理的なディスクユニット
のアドレスに変換することにより、データ用ディスクユ
ニットへの書込みと、書込データに基づくパリティデー
タの生成と、パリティ用ディスクユニットに対する書込
みを行わせる。
イ１０のコントローラ１４に対し書込要求が発生する
と、コントローラ１４は図３に示したアドレス変換機構
を使用し、ホストコンピュータから見える論理的なディ
スクアドレス、即ちホスト論理ブロックアドレスＡ０を
ディスクアレイ１０における物理的なディスクユニット
のアドレスに変換することにより、データ用ディスクユ
ニットへの書込みと、書込データに基づくパリティデー
タの生成と、パリティ用ディスクユニットに対する書込
みを行わせる。
【００４６】図１４のＲＡＩＤ５の動作形態におけるホ
ストコンピュータ１６からの書込要求に対する処理動作
は次のようになる。まずコントローラ１４のＣＰＵ２２
は、ホストコンピュータ１６からの書込データをデータ
転送バッファ３０に格納した後、書込先となるディスク
アレイ１０の中のディスクユニットに書かれている旧デ
ータを読み出して、データ転送バッファ３０に書き込
み、書込終了後にディスクユニットに新データを書き込
んで、ディスクユニットを開放する。
ストコンピュータ１６からの書込要求に対する処理動作
は次のようになる。まずコントローラ１４のＣＰＵ２２
は、ホストコンピュータ１６からの書込データをデータ
転送バッファ３０に格納した後、書込先となるディスク
アレイ１０の中のディスクユニットに書かれている旧デ
ータを読み出して、データ転送バッファ３０に書き込
み、書込終了後にディスクユニットに新データを書き込
んで、ディスクユニットを開放する。
【００４７】このようなディスクアレイ１０のディスク
ユニットに対する旧データの読出し，新データの書込み
が終了すると、ＣＰＵ２２はパリティデータの格納先と
なるディスクユニットに対し旧パリティを読み出し、デ
ータ転送バッファ３０に書き込み、書込終了でディスク
ユニットを開放する。ホストコンピュータ１６からの書
込要求に伴って、コントローラ１４に送られたホストブ
ロックデータは、データ用ディスクユニットの台数Ｎに
基づいてストライピングされ、ストライピングデータに
分解される。例えば図１４にあっては、ホスト論理ブロ
ックサイズをディスクユニットのセクタサイズに一致さ
せていることから、４個の連続したストライピングデー
タがディスクユニットごとに分配されて書き込まれる。
ユニットに対する旧データの読出し，新データの書込み
が終了すると、ＣＰＵ２２はパリティデータの格納先と
なるディスクユニットに対し旧パリティを読み出し、デ
ータ転送バッファ３０に書き込み、書込終了でディスク
ユニットを開放する。ホストコンピュータ１６からの書
込要求に伴って、コントローラ１４に送られたホストブ
ロックデータは、データ用ディスクユニットの台数Ｎに
基づいてストライピングされ、ストライピングデータに
分解される。例えば図１４にあっては、ホスト論理ブロ
ックサイズをディスクユニットのセクタサイズに一致さ
せていることから、４個の連続したストライピングデー
タがディスクユニットごとに分配されて書き込まれる。
【００４８】パリティデータが書き込まれるディスクユ
ニットの位置は、ＲＡＩＤ５のパリティ配置アルゴリズ
ムに従ってディスクユニット論理ブロックごとに異なる
位置が決められる。パリティデータそのものは４台のデ
ータ格納用のディスクユニットに対する４つのストライ
ピングデータから同じサイズのパリティデータが生成さ
れ、決定されたパリティ用ディスクユニットに書き込ま
れる。
ニットの位置は、ＲＡＩＤ５のパリティ配置アルゴリズ
ムに従ってディスクユニット論理ブロックごとに異なる
位置が決められる。パリティデータそのものは４台のデ
ータ格納用のディスクユニットに対する４つのストライ
ピングデータから同じサイズのパリティデータが生成さ
れ、決定されたパリティ用ディスクユニットに書き込ま
れる。
【００４９】図１５はＲＡＩＤ５の動作形態におけるホ
ストコンピュータ１６から読出要求が行われたときの処
理を示している。いま、ホストコンピュータ１６から論
理ブロック３番〜５番に対するリード命令を実行してい
るときに、論理ブロック７番〜２５番の読出要求が行わ
れたとする。
ストコンピュータ１６から読出要求が行われたときの処
理を示している。いま、ホストコンピュータ１６から論
理ブロック３番〜５番に対するリード命令を実行してい
るときに、論理ブロック７番〜２５番の読出要求が行わ
れたとする。
【００５０】このような場合には、コントローラ１４は
リード処理を ・ディスクユニットＩＤ＝２のディスクユニット１２−
２のシリアルリードアクセス、 ・ディスクユニットＩＤ＝３のディスクユニット１２−
３に対するシリアルリードアクセス、 ・ディスクユニットＩＤ＝０，１，２，４のディスクユ
ニット１２−０，１２−１，１２−２，１２−４に対す
るデータ用ディスクユニット幅分のパラレルリードアク
セス、更にディスクユニットＩＤ＝０のディスクユニッ
ト１２−０に対するシリアルリードアクセスに分解する
ことにより、ディスクアレイ１０の並列的なアクセスを
可能とし、アクセス性能を向上することができる。
リード処理を ・ディスクユニットＩＤ＝２のディスクユニット１２−
２のシリアルリードアクセス、 ・ディスクユニットＩＤ＝３のディスクユニット１２−
３に対するシリアルリードアクセス、 ・ディスクユニットＩＤ＝０，１，２，４のディスクユ
ニット１２−０，１２−１，１２−２，１２−４に対す
るデータ用ディスクユニット幅分のパラレルリードアク
セス、更にディスクユニットＩＤ＝０のディスクユニッ
ト１２−０に対するシリアルリードアクセスに分解する
ことにより、ディスクアレイ１０の並列的なアクセスを
可能とし、アクセス性能を向上することができる。
【００５１】尚、図２のハードウェア構成は６ポート，
４ランクのディスクアレイを例にとっているが、ディス
クアレイのランク数およびポート数は必要に応じて適宜
に定めることができる。またＲＡＩＤ動作形態としてＲ
ＡＩＤ１，３，５を例にとっているが、パリティ情報を
格納しない所謂ＲＡＩＤ０の動作形態を含むようにして
もよい。勿論、本発明は実施例に示された数値による限
定は受けない。
４ランクのディスクアレイを例にとっているが、ディス
クアレイのランク数およびポート数は必要に応じて適宜
に定めることができる。またＲＡＩＤ動作形態としてＲ
ＡＩＤ１，３，５を例にとっているが、パリティ情報を
格納しない所謂ＲＡＩＤ０の動作形態を含むようにして
もよい。勿論、本発明は実施例に示された数値による限
定は受けない。
【００５２】
【発明の効果】以上説明してきたように本発明によれ
ば、ディスクアレイの物理的形態を意識しない上位装置
からの論理ブロックアドレスを、そのときのＲＡＩＤの
動作形態に応じたパラメータを用いてディスクアレイの
ディスクユニット番号とそのディスクユニット内の論理
ブロックアドレスに変換し、ディスクユニット番号につ
いては最終的にディスクアレイのランクとポートに変換
して論理ブロックアドレスに対応するディスクユニット
をアクセスすることができ、上位装置に通常のディスク
ユニットと変わりなく、ディスクアレイを使用した外部
記憶の使用を可能とする。
ば、ディスクアレイの物理的形態を意識しない上位装置
からの論理ブロックアドレスを、そのときのＲＡＩＤの
動作形態に応じたパラメータを用いてディスクアレイの
ディスクユニット番号とそのディスクユニット内の論理
ブロックアドレスに変換し、ディスクユニット番号につ
いては最終的にディスクアレイのランクとポートに変換
して論理ブロックアドレスに対応するディスクユニット
をアクセスすることができ、上位装置に通常のディスク
ユニットと変わりなく、ディスクアレイを使用した外部
記憶の使用を可能とする。
【００５３】また、アドレス変換機能はＲＡＩＤの動作
形態の如何に関わらず共通に行われ、論理ブロックアド
レスの初期化時に各ＲＡＩＤ形態固有のパラメータをセ
ッティングして対応することで、ＲＡＩＤの動作形態ご
とにアドレス変換機構を準備する必要がなく、簡単な構
成で論理ブロックアドレスからディスクアレイのディス
クユニット番号およびディスクユニット内論理ブロック
アドレスへの変換が実現できる。
形態の如何に関わらず共通に行われ、論理ブロックアド
レスの初期化時に各ＲＡＩＤ形態固有のパラメータをセ
ッティングして対応することで、ＲＡＩＤの動作形態ご
とにアドレス変換機構を準備する必要がなく、簡単な構
成で論理ブロックアドレスからディスクアレイのディス
クユニット番号およびディスクユニット内論理ブロック
アドレスへの変換が実現できる。
【図１】本発明の原理説明図
【図２】本発明のハードウェア構成を示した実施例構成
図
図
【図３】本発明のアドレス変換方法を示した機能説明図
【図４】本発明で変換するホスト論理アドレスに対する
ディスクユニットＩＤとディスクユニット内論理ブロッ
クアドレスの関係を示した説明図
ディスクユニットＩＤとディスクユニット内論理ブロッ
クアドレスの関係を示した説明図
【図５】ＲＡＩＤ１のホスト論理ブロックの格納状態の
説明図
説明図
【図６】ＲＡＩＤ３のホスト論理ブロックの格納状態の
説明図
説明図
【図７】ＲＡＩＤ５のホスト論理ブロックの格納状態の
説明図
説明図
【図８】変換比率Ｋ＝１の場合のホスト論理ブロックと
ストライプデータの関係を示した説明図
ストライプデータの関係を示した説明図
【図９】変換比率Ｋ＝５の場合のホスト論理ブロックと
ストライプデータの関係を示した説明図
ストライプデータの関係を示した説明図
【図１０】ＲＡＩＤ１におけるホスト論理アドレスＡ０
＝２９のアドレス変換の説明図
＝２９のアドレス変換の説明図
【図１１】ＲＡＩＤ３におけるホスト論理アドレスＡ０
＝８のアドレス変換の説明図
＝８のアドレス変換の説明図
【図１２】ＲＡＩＤ５におけるホスト論理アドレスＡ０
＝４５のアドレス変換の説明図
＝４５のアドレス変換の説明図
【図１３】ＲＡＩＤ５で変換比率Ｋ＝４とした場合のホ
スト論理アドレスＡ０＝５７のアドレス変換の説明図
スト論理アドレスＡ０＝５７のアドレス変換の説明図
【図１４】ＲＡＩＤ５のデータ格納状態の説明図
【図１５】ＲＡＩＤ５のリードアクセスの説明図
１０：ディスクアレイ １２：論理ディスクユニット １２−０〜１２−１７：ディスクユニット（物理ディス
クユニット） １４：コントローラ １６：ホストコンピュータ（上位装置） １８：チャネル装置 ２０：チャネルインタフェースバス ２２：ＣＰＵ ２４：内部バス ２６：制御記憶部 ２８：パリティ計算部 ３０：データ転送バッファ ３２：ホストインタフェース部 ３４−０〜３４−５：ディスクユニットアダプタ ３６：パラメータ設定部 ３８：マッピング処理部 ４０：変換テーブル
クユニット） １４：コントローラ １６：ホストコンピュータ（上位装置） １８：チャネル装置 ２０：チャネルインタフェースバス ２２：ＣＰＵ ２４：内部バス ２６：制御記憶部 ２８：パリティ計算部 ３０：データ転送バッファ ３２：ホストインタフェース部 ３４−０〜３４−５：ディスクユニットアダプタ ３６：パラメータ設定部 ３８：マッピング処理部 ４０：変換テーブル
Claims (5)
- 【請求項１】アドレス変換に使用する各種のパラメータ
を設定するパラメータ設定過程と、 上位装置による論理ブロックアドレスの初期化時に前記
パラメータ設定設定過程で設定したパラメータの供給を
受け、上位装置から与えられた論理ブロックアドレスを
ディスクアレイのディスクユニット番号と該ディスクユ
ニット内の論理ブロックアドレスに変換するマッピング
処理過程と、 前記マッビング処理過程で求めたディスクユニット番号
とディスクユニット内論理ブロックアドレスに基づいて
ディスクアレイ内のディスクユニットをアクセスするア
クセス過程と、を備えたことを特徴とするディスクアレ
イ装置のアドレス変換方法。 - 【請求項２】請求項１記載のディスクアレイ装置のアド
レス変換方法に於いて、 前記パラメータ設定過程は、デイスクアレイのディスク
ユニット数Ｎ、ディスクユニット１台当りに連続して格
納するデータストライプサイズＤ１、パリティ配置アル
ゴリズム、ディスクユニット１台当りのユーザデータ総
数ｎ、データ格納用ディスクユニット数Ｎｄ、論理ブロ
ックからデータストライピングサイズＤ１への変換比率
Ｋ、パリティの格納ディスクユニットを決めるパリティ
ファクタストライプデータのグループサイズＤ３を設定
することを特徴とするディスクアレイ装置のアドレス変
換方法。 - 【請求項３】請求項２記載のディスクアレイ装置のアド
レス変換方法に於いて、 前記パリティ配置アルゴリズムは、ＲＡＩＤ１の動作形
態の指定でパリティをデータ用ディスクユニットと同一
データを格納するミラーディスクユニットを配置し、Ｒ
ＡＩＤ３の指定でディスクユニットの論理ブロックアド
レスの変化に対し特定のディスクユニットに固定してパ
リティを格納するパリティ固定配置とし、ＲＡＩＤ５の
動作形態の指定ではディスクユニットの論理ブロックア
ドレスの変化に対しディスクユニット位置を順次変えて
格納するパリティ巡回配置とすることを特徴とするディ
スクアレイ装置のアドレス変換方法。 - 【請求項４】請求項２記載のディスクアレイ装置のアド
レス変換方法に於いて、 前記マッピング処理過程は、 上位装置から与えられた論理ブロックアドレスＡ０を前
記変換比率Ｋを用いた調整された論理ブロックアドレス
Ａ１に変換し、 前記調整済論理ブロックアドレスＡ１を前記ストライプ
データ・グループサイズＤ３で割った商としてターゲッ
ト・ストライプデータ・グループアドレスＡ２を求める
と共に該商の余りＣ１としてターゲット・ストライプデ
ータ・グループオフセットＤＦ１を求め、 前記調整済論理ブロックアドレスＡ１を前記データスト
ライプサイズＤ１で割った商としてターゲット・ストラ
イプデータ位置Ａ４を求めると共に該商の余りＣ２とし
てターゲット・ストライプデータ位置オフセットＤＦ２
を求め、 最終的に前記ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４に
前記パリティファクタを加算してディスクユニット番号
を求めると共に、前記ターゲット・ストライプデータ・
グループアドレスＡ２にデータストライプサイズＤ１を
掛け合せた値に前記ターゲット・ストライプデータ位置
オフセットＤＦ２を加算した値としてディスクユニット
内の論理ブロックアドレスＡ３を求めることを特徴する
ディスクアレイ装置のアドレス変換方法。 - 【請求項５】請求項４記載のディスクアレイ装置のアド
レス変換方法に於いて、 前記パリティファクタは、ＲＡＩＤ１の動作形態で前記
ターゲット・ストライプデータ位置Ａ４の値をとり、Ｒ
ＡＩＤ３の動作形態で０の値をとり、ＲＡＩＤ５の動作
形態で０又は１の値をとることを特徴とするディスクア
レイ装置のアドレス変換方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5259597A JPH07114445A (ja) | 1993-10-18 | 1993-10-18 | ディスクアレイ装置のアドレス変換方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5259597A JPH07114445A (ja) | 1993-10-18 | 1993-10-18 | ディスクアレイ装置のアドレス変換方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07114445A true JPH07114445A (ja) | 1995-05-02 |
Family
ID=17336318
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5259597A Withdrawn JPH07114445A (ja) | 1993-10-18 | 1993-10-18 | ディスクアレイ装置のアドレス変換方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH07114445A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH1011227A (ja) * | 1996-06-27 | 1998-01-16 | Nec Corp | 磁気ディスク装置 |
| JP2007241588A (ja) * | 2006-03-08 | 2007-09-20 | Kyocera Mita Corp | データ転送装置及び画像形成装置 |
| CN113687793A (zh) * | 2017-06-30 | 2021-11-23 | 伊姆西Ip控股有限责任公司 | 存储管理方法和系统 |
-
1993
- 1993-10-18 JP JP5259597A patent/JPH07114445A/ja not_active Withdrawn
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH1011227A (ja) * | 1996-06-27 | 1998-01-16 | Nec Corp | 磁気ディスク装置 |
| US5889937A (en) * | 1996-06-27 | 1999-03-30 | Nec Corporation | Hard disk apparatus capable of transforming logical addresses of apparatus diagnosis cylinders to HDD-by-HDD physical addresses |
| JP2007241588A (ja) * | 2006-03-08 | 2007-09-20 | Kyocera Mita Corp | データ転送装置及び画像形成装置 |
| CN113687793A (zh) * | 2017-06-30 | 2021-11-23 | 伊姆西Ip控股有限责任公司 | 存储管理方法和系统 |
| CN113687793B (zh) * | 2017-06-30 | 2024-03-15 | 伊姆西Ip控股有限责任公司 | 存储管理方法和系统 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US6154854A (en) | Logical partitioning of a redundant array storage system | |
| US5301297A (en) | Method and means for managing RAID 5 DASD arrays having RAID DASD arrays as logical devices thereof | |
| US5799140A (en) | Disk array system and method for storing data | |
| EP0732653B1 (en) | Disk array system | |
| US9542101B2 (en) | System and methods for performing embedded full-stripe write operations to a data volume with data elements distributed across multiple modules | |
| US5650969A (en) | Disk array system and method for storing data | |
| US20050229023A1 (en) | Dual redundant data storage format and method | |
| WO1992015057A1 (en) | Parity calculation in an efficient array of mass storage devices | |
| US10678470B2 (en) | Computer system,control method for physical storage device,and recording medium | |
| US7380157B2 (en) | Staggered writing for data storage systems | |
| US6343343B1 (en) | Disk arrays using non-standard sector sizes | |
| US7346733B2 (en) | Storage apparatus, system and method using a plurality of object-based storage devices | |
| JPH07200187A (ja) | ディスクアレイ装置 | |
| JPH07114445A (ja) | ディスクアレイ装置のアドレス変換方法 | |
| JP2006178926A (ja) | 複数のオブジェクトベースのストレージ装置を使用したストレージ装置、システム、および方法 | |
| JP2743730B2 (ja) | アレイ型記憶装置システム | |
| US5737741A (en) | Disk array with parity data storage on the radially inner part of each disk | |
| US8380926B1 (en) | Handling sector edges | |
| US6898666B1 (en) | Multiple memory system support through segment assignment | |
| JP3220581B2 (ja) | アレイ形式の記憶装置システム | |
| JP2733189B2 (ja) | ディスクアレイ装置の入出力制御方法 | |
| KR100529278B1 (ko) | 대용량 데이터에 대한 데이터 중복 저장 시스템 | |
| JP2857289B2 (ja) | ディスクアレイ装置 | |
| US20230385167A1 (en) | Balanced data mirroring distribution for parallel access | |
| JPH0744331A (ja) | ディスクアレイ装置およびその制御方法 |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A300 | Withdrawal of application because of no request for examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A300 Effective date: 20001226 |