JPH0731579B2

JPH0731579B2 - Ｄａｓｄアレイの階層を管理する方法および装置

Info

Publication number: JPH0731579B2
Application number: JP4132613A
Authority: JP
Inventors: ジャイシャンカー・モーザダス・メノン; レイトン・クリストファー・ウッド、ジュニア
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1991-07-03
Filing date: 1992-05-25
Publication date: 1995-04-10
Anticipated expiration: 2010-04-10
Also published as: US5301297A; EP0521630A2; JPH0744322A; EP0521630A3

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ＤＡＳＤアレイ記憶サ
ブシステムに関し、特に正常（耐故障）モード、劣化モ
ードおよびレビルト（再構成）・モードにおいて大小の
ＤＡＳＤアレイ読出し／書込みを効率的に処理するため
の方法および装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】

（ＲＡＩＤ３アレイおよび冗長性）ＲＡＩＤ３は、デー
タ＋パリティがＮデータ＋ＰパリティＤＡＳＤに跨って
同期的に散布されるＤＡＳＤアレイを示す。即ち、デー
タはセグメント化されて少なくともＮ＋Ｐ個のＤＡＳＤ
の１つのアレイに跨ってカラム（列）順に書込み（スト
ライプ）される。これは、Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ等の「廉
価ディスクの冗長アレイ（ＲＡＩＤ）に対するケース
（ＡＣａｓｅＦｏｒＲｅｄｕｎｄａｎｔＡｒｒａ
ｙｓＯｆＩｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅＤｉｓｋｓ）」
（レポート第ＵＣＢ／ＣＳＤ８７／３９１号、１９８７
年１２月；ＣｏｍｐｕｔｅｒＳｃｉｅｎｃｅＤｉｖ
ｉｓｉｏｎ，Ｕ．ｏｆＣａｌｉｆｏｒｎｉａ，Ｂｅｒ
ｋｅｌｅｙ）により提示される類型と一致する。

【０００３】多数のＤＡＳＤにまたがるデータのパリテ
ィ・コーディングおよびストライピングおよび単一のＤ
ＡＳＤ故障後のデータの再構成については、１９７８年
５月３０日発行のＯｕｃｈｉ等の米国特許第４，０９
２，７３２号「故障した記憶装置に記憶されたデータの
復元システム（ＳｙｓｔｅｍｆｏｒＲｅｃｏｖｅｒ
ｉｎｇＤａｔａＳｔｏｒｅｄｉｎａＦａｉｌ
ｅｄＭｅｍｏｒｙＵｎｉｔ）」により紹介された。
また、フォーマットされた予約スペアの「ホット・スペ
アリング」による故障ＤＡＳＤの置換については、Ａ．
Ｐａｒｋ等の「並列の２次記憶システムにおける耐故障
性の提供（ＰｒｏｖｉｄｉｎｇＦａｕｌｔＴｏｌｅ
ｒａｎｃｅｉｎＰａｒａｌｌｅｌＳｅｃｏｎｄａ
ｒｙＳｔｏｒａｇｅＳｙｓｔｅｍｓ）」（Ｄｅｐ
ｔ．ＣｏｍｐｕｔｅｒＳｃｉｅｎｃｅ，Ｐｒｉｎｃ
ｅｔｏｎＵ．、レポート第ＣＳ−ＴＲ−０５７−８６
号、１９８６年１１月７日）により単一パリティ領域に
対して記載されている。同様に、複数パリティ領域の動
的構成および複数領域におけるフォーマット化スペアの
共有については、１９９０年４月３日発行のＤｕｎｐｈ
ｙ等の米国特許第４，９１４，６５６号「ディスク・ド
ライブ・メモリー（ＤｉｓｋＤｒｉｖｅＭｅｍｏｒ
ｙ）」により教示されている。

【０００４】ＲＡＩＤ３アレイは、パリティ・コード化
されたセグメント化データのＮ＋Ｐ個のＤＡＳＤに対す
る読出し／書込みを同期的に行うため、データ速度が単
一ＤＡＳＤ速度のＮ倍に増加する。また、論理トラック
・サイズも、単一ＤＡＳＤトラック長さのＮ倍に増加す
る。ＰパリティＤＡＳＤは、例え１つ以上のＤＡＳＤが
故障しても（劣化モード）、アレイが動作を継続するこ
とを許容する。故障限度は、パリティ・コーディングお
よびその実行時処理、スペア記憶容量、スペアにおいて
逸失データを再構成するのに利用可能な時間、複数の同
時故障の可能性、などの諸特性に基く。多数のアレイで
高々２つのネスト関係にないＤＡＳＤ故障が前提とな
る。

【０００５】ＤＡＳＤの数を増加すると、アレイ故障間
の平均時間が減少する。しかし、パリティ・コーディン
グおよびスペアリングの如き冗長性を用いると、システ
ムが残留データから逸失データを再計算し、置換ＤＡＳ
Ｄにこのデータを再書込みして再生するので、データの
不可用間平均時間が増加する。

【０００６】（単一ＤＡＳＤ故障に対するＲＡＩＤ３劣
化モードおよびデータ再構成）Ｐ＝１である劣化モード
において、パリティＤＡＳＤが利用できない場合、それ
にも拘わらずデータは一時にＮブロックずつＮ個のデー
タＤＡＳＤからアクセス可能である。データＤＡＳＤの
１つが故障したものであれば、同じストライプまたはセ
ットから残りのブロックを論理的に組合わせることによ
り、照会された各ストライプまたは注文されたセグメン
トセットから逸失ブロックを再構成することが必要であ
る。この操作は各アクセス毎に行わねばならないため、
１つのパリティまたはデータ・ブロックの復元が稼働状
態のアレイ・コントローラ内部で行うことができる故に
処理能力は低下しない。このモードで動作中に別の故障
が生じることによる、全アレイ・データの不可用度のリ
スクは受入れ得ない。２つ以上の故障が生じる場合にア
レイ・アクセスを許容する別の方法は、Ｐ≧２でデータ
をパリティ・コード化するか、あるいはデータをスペア
または交換ＤＡＳＤ上に再構成することである。

【０００７】フォーマット化されたスペアＤＡＳＤが故
障したＤＡＳＤと交換され、データが再構成されてこの
スペアに再書込みされる（再構成モード）とき、処理能
力はその正常な速度まで戻る。アレイは、劣化モードか
ら正常な（耐故障）モードへ変化すると言われる。逸失
データの再構成およびスペアＤＡＳＤへの再書込みが予
定ベースまたは便宜的ベースで行われることを知るべき
である。

【０００８】同時に２つまでのＤＡＳＤが故障する場合
は、データの再構成は１９９１年２月１１日出願のＢｌ
ａｕｍの係属中の米国特許出願第０７／６３３，５９６
号「ＤＡＳＤアレイにおける２つまでの使用不能ＤＡＳ
Ｄのデータ内容のコード化および再構成のための方法お
よび装置（ＭｅｔｈｏｄａｎｄＭｅａｎｓｆｏｒ
ＥｎｃｏｄｉｎｇａｎｄＲｅｂｕｉｌｄｉｎｇ
ＤａｔａＣｏｎｔｅｎｔｓｏｆＵｐｔｏＴｗ
ｏＵｎａｖａｉｌａｂｌｅＤＡＳＤｓｉｎａｎ
ＡｒｒａｙｏｆＤＡＳＤｓ）」に開示されたブロ
ック・パリティ・コーディング（ＩＢＭ参照番号：ＳＡ
９−９０−０５５）、あるいは１９９１年６月２１日出
願のＢｌａｕｍおよびＲｏｔｈの米国特許出願「ＤＡＳ
Ｄアレイにおける少数の使用不能ＤＡＳＤの存在時の使
用不能ＤＡＳＤのデータ内容のコーディングおよび再構
成、あるいはエラー状態の１つのＤＡＳＤの内容を再構
成するための方法および装置（Ｍｅｔｈｏｄａｎｄ
ＭｅａｎｓｆｏｒＣｏｄｉｎｇａｎｄＲｅｂｕ
ｉｌｄｉｎｇｔｈｅＤａｔｅＣｏｎｔｅｎｔｓ
ｏｆＵｎａｖａｉｌａｂｌｅＤＡＳＤｓｏｒＲ
ｅｂｕｉｌｄｉｎｇｔｈｅＣｏｎｔｅｎｔｓｏｆ
ＯｎｅＤＡＳＤｉｎＥｒｒｏｒｉｎｔｈｅ
ＰｒｅｓｅｎｃｅｏｆＲｅｄｕｃｅｄＮｕｍｂｅ
ｒｏｆＵｎａｖａｉｌａｂｌｅＤＡＳＤｓｉｎ
ａＤＡＳＤＡｒｒａｙ）」（ＩＢＭ参照番号：ＳＡ
９−９１−０３８）の如きより強力なコード化方法およ
び装置の使用を必要とする。

【０００９】（本発明に対する異なる定義によるＲＡＩ
Ｄ５アレイ）ＲＡＩＤ５アレイは、Ｎ個のＤＡＳＤの同
期セットにわたりデータおよびパリティを分散する。Ｐ
ａｔｔｅｒｓｏｎは、同期ＤＡＳＤセットにおける２つ
以上のＤＡＳＤにパリティを記録するに過ぎないものと
してＲＡＩＤ５を定義する。

【００１０】本発明の目的のためには、ＲＡＩＤ５のＤ
ＡＳＤアレイは、アクセスの同時発生およびデータ速度
がインターリーブの深さのトレードオフ関数である一般
的な制御装置によりアクセス可能なＤＡＳＤアレイとし
て定義される。インターリーブの深さは、更に、アレイ
中の次のＤＡＳＤに継続する前にＤＡＳＤに記憶される
論理トラックの連続ブロック数として定義される。

【００１１】あるいはまた、ＲＡＩＤ５アレイは、選択
可能なインターリーブ深さがストライピングを制御しＰ
≧０である任意のＮデータ＋ＰパリティＤＡＳＤアレイ
である。

【００１２】潤沢な例示は、１９９０年５月２４日出願
のＢｒａｄｙ等の係属中の米国特許出願第０７／５２
８，９９９号「同調データ転送速度および同時性を持つ
ＤＡＳＤアレイをアクセスする方法および装置（Ｍｅｔ
ｈｏｄａｎｄＭｅａｎｓｆｏｒＡｃｃｅｓｓｉｎ
ｇＤＡＳＤＡｒｒａｙｓＷｉｔｈＴｕｎｅｄＤ
ａｔａＴｒａｎｓｆｅｒＲａｔｅａｎｄＣｏｎ
ｃｕｒｒｅｎｃｙ）」（ＩＢＭ参照番号：ＳＡ９−８９
−０２８）において詳細に記述されている。

【００１３】最大の同時発生に対しては、Ｎアレイにお
ける各ＤＡＳＤは論理的に独立したプロセスにより同時
にアクセスされることになる。プロセス当りのデータ速
度は単一のＤＡＳＤのそれに制限されよう。これは、照
会されるデータが行主体の順に対応ＤＡＳＤに対して書
込まれたことを前提とする。一方、最大データ速度に対
しては、Ｎ個全てのＤＡＳＤが１つのプロセスによりア
クセスされることになる。これと関連して、各論理レコ
ードが列主体の順に書込まれることになる。

【００１４】完全を期せば、列主体の順序（時に、列ト
ラック・レイアウトと呼ばれる）は１のインターリーブ
深さを有する。対照的に、行主体の順序（時に、行トラ
ック・レイアウトと呼ばれる）は１つのＤＡＳＤの物理
トラックにおけるブロック数Ｋと等しいインターリーブ
深さを呈する。

【００１５】（大小の読出しおよび書込み）大量の逐次
データの転送を要求する、記憶サブシステム（ＤＡＳＤ
アレイ）に対するＣＰＵ要求は、「大きな要求」または
「大きな転送」と呼ばれる。少量のデータに対する要求
は、「小さな要求」または「小さな転送」と呼ばれる。
ＲＡＩＤ３アレイは、数値重点の計算などと関連する大
きな要求に対して最も効率的である。対照的に、ＲＡＩ
Ｄ５アレイは、インターリーブ深さ≧２である時のよう
な同時性によるトランザクション処理において見出され
る小さな要求をサポートし得る。また、ＲＡＩＤ５は、
ＤＡＳＤ当りの作業ロードを均衡化し、増加する処理オ
ーバーヘッドに伴う高い可用度およびＤＡＳＤの利用を
維持するため、データ、パリティおよびスペア能力の拡
張を可能にする。

【００１６】読出し要求は、ＤＡＳＤにおけるアクセス
・アームの位置決め、および通常のバッファに対するア
レイからのデータ複写および時にはパリティの検査を必
要とする。書込み要求、特に書込み更新要求は、幾つか
の操作を必要とする。これらには、古いデータ＋パリテ
ィの読出し、古いデータ＋新しいデータ＋古いパリティ
から新しいパリティの計算、および新しいデータ＋新し
いパリティの書戻しを含む。これは、書込み更新毎に少
なくとも２つの読出しおよび２つのアクセスを必要とす
る。

【００１７】

【課題を解決するための手段】本発明の目的は、記憶サ
ブシステムに関して大小の読出し／書込みを処理する方
法および装置の提供にある。

【００１８】別の目的は、高レベルＲＡＩＤアレイの同
時性および低レベルＲＡＩＤアレイのデータ速度を提供
する方法および装置の提供にある。

【００１９】更に別の目的は、アレイが劣化モードおよ
び再構成モードで作動される時前記方法および装置が最
小限の分散を提供することである。

【００２０】本発明の関連する目的は、同時性およびデ
ータ速度および劣化モードおよび再構成モード能力を保
持しながら、異なるインターリーブ深さのアレイが共通
経路を介してアクセスされる方法および装置の提供にあ
る。

【００２１】上記の目的は、ＲＡＩＤ３のＤＡＳＤアレ
イのＲＡＩＤ５アレイとして、複数のＤＡＳＤのサブセ
ットをアクセスするアドレス指定の間接化の少なくとも
１つの層の挿入を用いる実施例により満たされる。この
実施例は、耐故障、劣化または再構成のモードのいずれ
でも使用可能である。

【００２２】耐故障モード（正常モード）において、本
方法および装置は、サブシステムを論理デバイスのＲＡ
ＩＤ５アレイに構成することを含み、ＲＡＩＤ５アレイ
は少なくとも１つのスペア論理デバイスを含み、各論理
デバイスは更にＲＡＩＤ３のＤＡＳＤアレイを含み、Ｒ
ＡＩＤ５論理デバイスに対して列主体の順序で予め定め
たインターリーブ深さにパリティ・コード化およびセグ
メント化された論理レコードを書込み、各論理レコード
をＮ＋Ｐセグメント化ブロックとして対応するＲＡＩＤ
３アレイのＮ＋Ｐ個のＤＡＳＤに対してアクセスするこ
とを含む。

【００２３】あるいは、前記構成ステップは、Ｎ＋Ｐア
ドレス指定可能な故障とは独立なＤＡＳＤストリングの
各々から選択された、ただ１つのＤＡＳＤから形成され
る論理ＲＡＩＤ３アレイの形成を含む。

【００２４】故障したＤＡＳＤを含む（劣化モード）論
理デバイスのアクセスが行われる場合、本方法は、対応
するＮ＋Ｐ−１個のＤＡＳＤからＮ＋Ｐ−１ブロックを
同時にアクセスすることを含む。好都合にも、正常モー
ドへ戻るため必要なスペア論理デバイスの再構成および
再書込みは、故障したＤＡＳＤを含むスペアおよび論理
デバイスのみに及んでいる。

【００２５】

【実施例】

（ＲＡＩＤ５の行および列のレイアウト）まず図１にお
いて、従来技術によるＮ個のＤＡＳＤの同期アレイが示
される。このアレイにおいては、１つのレコードのブロ
ックは、係属中のＢｒａｄｙ等の米国特許出願の方法で
パリティ・ブロックを常に含むＮ番目のＤＡＳＤを伴っ
て列主体の順序で書込まれる。好都合なことに、データ
速度は、１つのＤＡＳＤの転送速度のＮ−１倍増加さ
れ、大きな読出し／書込みが必要な場合に用いることが
できる。換言すれば、論理レコードがＮ＋Ｐ個のＤＡＳ
Ｄの同期アレイに一時にＮ＋Ｐブロック書込まれたなら
ば、データ速度は単一ＤＡＳＤ速度のＮ倍となる。

【００２６】先に述べたように、図１において論理ＤＡ
ＳＤとも呼ばれるＤＡＳＤアレイの故障（ＭＴＢＦ）
は、個々の物理ＤＡＳＤのそれより遥かに多い。指摘し
た様に、ＲＡＩＤ３アレイは、アレイを構成する個々の
ＤＡＳＤの１つの故障後でも、劣化モードにおいて動作
し続けることができる。これは、故障したＤＡＳＤにお
けるデータが故障しなかった残りのＮ−１個のＤＡＳＤ
におけるデータおよびパリティから再現できる故であ
る。

【００２７】前記アレイは通常は正常モードで動作す
る。アレイ中の１つのＤＡＳＤが故障した時、このアレ
イは劣化モードで動作する。故障したＤＡＳＤがスペア
で置換されると、アレイはデータがスペアに対して完全
に再構成されるまで再構成モードで動作する。

【００２８】再構成は、典型的には、アレイに対する他
のユーザ・アクティビティと並行して進行するので、再
構成モードでのアレイの性能は正常又は劣化モードにお
けるよりも悪い。劣化モードにおけるＲＡＩＤ３アレイ
の性能は正常モードにおけるより悪化しないことに注意
されたい。

【００２９】次に図２には、１Ｋバイトのブロックでイ
ンターリーブするブロックを用いるＲＡＩＤ５ＤＡＳ
Ｄアレイが示される。物理トラック当たりＫ個のブロッ
クでＮ個のＤＡＳＤを持つ１つのＲＡＩＤ５アレイの場
合、論理トラックは（Ｎ−１）個のブロックがデータ・
ブロックであり、のこりのＫブロックがパリティ・ブロ
ックであるＮＫ個のブロックを有する。図２において、
１つの論理トラックが示される。予め定めた数の論理ト
ラックが１つの論理シリンダを構成する。以下に述べる
本発明は、多数のブロック、トラックおよびシリンダの
論理デバイス（時に、論理ＤＡＳＤと呼ばれる）をアド
レス指定してこのアドレスを実際のＤＡＳＤアレイの記
憶を向かい会う状態でマップする能力に含まれる原理を
利用する。

【００３０】再び図２において、論理トラックにおける
データがどのように記憶されるかについて考察しよう。
データの最初のＫバイトは、ＤＡＳＤ１の最初のブロッ
ク（ブロック１）に完全に記憶され、データの２番目の
ＫバイトはＤＡＳＤ２の最初のブロック（ブロック２）
に、、、というように記憶される。レコーディングのパ
ターンは、論理トラックの連続する順次ブロックが列内
に記憶されるため、論理アレイの列トラック・レイアウ
トまたは列主体の配列と種々に呼ばれる。パリティ・ブ
ロックは、１つのＤＡＳＤがパリティ・ブロックを含ま
ないようにＤＡＳＤ上に分散されることに注意された
い。

【００３１】次に、データの１Ｋバイトをアクセスする
には、ＤＡＳＤの１つに対するアクセスを要するのみ
で、他のＤＡＳＤは他の小さな転送を自由に取扱う。そ
の結果、小さな転送に対して高度の並行化が可能であ
る。同時に、大きな転送時に読出しあるいは書込みされ
るデータが全て並行に読出しまたは書込みができるＮ個
のＤＡＳＤに分散されるため、大きな転送において高い
データ速度が達成可能である。

【００３２】次に図３には、ＲＡＩＤ５のＤＡＳＤアレ
イに対する別のタイプのトラック・レイアウトが示され
る。前のように、このアレイは、Ｎ個のＤＡＳＤ、物理
トラック当たりＫ個のブロック、また論理トラック当た
りＮＫ個のブロックを有する。しかし、列トラックのレ
イアウトとは異なり、論理トラックの連続ブロックは、
列に沿ってではなく、物理トラックに沿って（行の順
に）記憶される。図３に示される論理トラック（例え
ば、論理トラック１）の場合、全てのパリティはＤＡＳ
ＤＮの物理トラックに記憶される。従って、論理トラ
ック２（図には示さない）の場合は、全てのパリティを
ＤＡＳＤＮ−１に記憶し、論理トラック３の場合は、
全てのパリティはＤＡＳＤＮ−２に記憶し、、、のよ
うに選定する。このため、列トラック・レイアウトのよ
うに、パリティは全てのＤＡＳＤ間に分散され、１つの
パリティＤＡＳＤは存在しない。

【００３３】ＲＡＩＤ５アレイの主な短所の１つは、１
つのブロックを更新するために４つのアクセスが必要で
あることである。例えば、図３において、ブロック１の
更新はブロック１およびＮから古い値を読出し、古いデ
ータ、古いパリティおよび新しいデータをＸＯＲするこ
とにより新しいパリティを計算し、次いで新しいデータ
をブロック１に、また新しいパリティをブロックＮに書
込むことを必要とする。１回の更新を完了するため必要
なＤＡＳＤアクセス数は、ＲＡＩＤ５アレイの性能に著
しく影響を及ぼすことがあり得る。

【００３４】（本発明がＲＡＩＤ５の制約を回避する方
法）次に図４において、基本的なビルディング・ブロッ
クとしてＲＡＩＤ３ＤＡＳＤアレイが示される．例え
ば、４×２．５″形態係数のＤＡＳＤが、望ましくは３
＋ＰのＲＡＩＤ３アレイとして構成された単一の論理デ
バイスとして見えるように一体に物理的にパッケージさ
れる。この論理デバイスはまた、耐故障ドロワーとなる
別個のドロワー（必ずしも必要ではないが）としてパッ
ケージすることもできる。このような論理デバイスに対
する書込みは、書込まれるブロックをストライプさせて
３つの異なるＤＡＳＤにわたって書込ませ、パリティを
生成させると同時に、パリティＤＡＳＤである４番目の
ＤＡＳＤに対して書込ませることになる。１つの論理ブ
ロックは、３つの異なるＤＡＳＤに３つの物理ブロック
として書込まれ、この論理ブロック・サイズは物理ブロ
ック・サイズの３倍に等しくなる。

【００３５】再び図４を見ると、ＲＡＩＤ３ＤＡＳＤ
アレイのＲＡＩＤ５アレイ構成がセットされている。図
４では、インターリーブ深さ１を有するＲＡＩＤ５アレ
イとして構成される４つの論理デバイスからなるアレイ
階層が示される。この構成においては、単一のブロック
の読出しまたは書込みはアレイにおける１つの論理デバ
イスのみを必要とする。ＲＡＩＤ５ＤＡＳＤアレイと
は異なり、単一のブロック書込みは古いデータの読出
し、古いパリティの読出し、または新しいパリティの書
込みを必要としない。これは、更新操作に必要な１つの
論理デバイスに対する新しいデータの書込みを必要とす
るに過ぎない。

【００３６】ＲＡＩＤ３ＤＡＳＤアレイのＲＡＩＤ５ア
レイは、ＲＡＩＤ３およびＲＡＩＤ５の両アレイの属性
を有する。ＲＡＩＤ５アレイと同様に、このアレイ階層
は小さな要求において高い性能を、また大きな要求にお
いて高データ速度を呈する。ＲＡＩＤ３アレイと同様
に、このアレイ階層は書込み更新に対して４回の操作を
必要としない。更にまた、劣化モードにおけるその性能
は正常モードにおけるその性能と同じである。

【００３７】（ＲＡＩＤ３ＤＡＳＤアレイのＲＡＩＤ５
アレイに対する正常モード・アクセス）下記のパラメー
タを持つＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５アレイを想定す
る。即ち、Ｎ＝アレイにおけるＤＡＳＤの数Ｉ＝インターリーブ深さ下記のステップは、ＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５アレ
イにおける論理ブロックＸをアクセスするため使用され
る方法について述べる。

【００３８】（１）ＢをＸ／（Ｉ＊Ｎ）として計算（２）Ｒを１＋モジューロ（Ｘ−１）／（Ｉ＊Ｎ）″と
して計算（３）デバイスＤをセル（Ｒ／Ｉ）として計算（４）デバイスＬＢＤ内の論理ブロックを１＋モジュー
ロ（Ｒ−Ｉ）／Ｉ″＋Ｂ＊Ｉとして計算（５）論理デバイスＤにおける論理ブロックＬＢＤをア
クセス。書込み時は、これは３つの物理ブロックに対す
るデータの書込みおよび４番目の物理ブロックに対する
パリティの書込みを含む。読出し時は、これは３つの物
理ブロックの読出しを含む。

【００３９】再び図４において、このアレイでは、Ｉ＝
１およびＮ＝４である。論理ブロック６のアクセス要求
（即ち、Ｘ＝６）について考察する。すると、Ｂ＝６／４＝１、Ｒ＝２、論理デバイスＤ＝２デバイスＬＢＤ内の論理ブロック＝２。従って、論理ブ
ロック６は実際には論理デバイス２における２番目の論
理ブロックである。

【００４０】例えば、論理ブロックＸで始まるＬブロッ
クに対するＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５アレイに対す
る大きなアクセスは下記の如く働くことになる。上記の
ステップを用いて、このアクセスにおけるＬブロック毎
に、デバイスＤおよびデバイスＬＢＤ内の論理ブロック
を計算する。

【００４１】（ＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５アレイに
対する劣化モード・アクセス・ステップ）アレイの階層
に対する小さなアクセスを行う方法について述べる。こ
れから、大きなアクセスの方法が直ちに明らかになろ
う。

【００４２】（１）正常モード中の如く、デバイスＤお
よびデバイスＬＢＤ内の論理ブロックを計算（２）下記により、論理ブロックの読出しを実行。即
ち、（ａ）指示された論理デバイスＤにおける３つの物理デ
ータ・デバイスが全て使用可能ならば、３つのデバイス
から３つの物理ブロックを読出して論理ブロックを戻
す。

【００４３】（ｂ）論理デバイスＤにおける物理デバイ
スの１つが壊れ、これが３つのデ−タ・デバイスの１つ
であるならば、２つの使用可能な物理データ・ブロック
および使用可能なパリティ・ブロックを読出す。このパ
リティ・ブロックを用いて、逸失データ・ブロックの値
を計算し、これにより論理データ・ブロック全体を生成
する。

【００４４】（３）下記により、論理ブロックの書込み
を実行。即ち、（ａ）Ｄにおける４つの全ての物理デバイスが使用可能
ならば、正常モードにおける如く続ける、即ち、論理ブ
ロックを３つに分割し、各３分の１を異なる物理デバイ
スに書込み、３つのＸＯＲをパリティ・ブロックに書込
む。

【００４５】（ｂ）パリティ物理デバイスが壊れている
ならば、論理ブロックを３つに分割して、各３分の１を
異なる物理デバイスに書込む。

【００４６】（ｃ）３つのデータ物理デバイスの１つが
壊れているならば、論理ブロックを３つに分割して、こ
れら３つの内の２つを２つの使用可能なデバイスに書込
み、次いで３つの３分の１のＸＯＲをパリティ・デバイ
スに書込む。

【００４７】（ＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５アレイに
おけるスペアおよび再構成）予備の論理デバイスを用い
て、ＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５アレイにおける再構
成を容易にする。論理デバイスにおける物理デバイスが
壊れれば、壊れた論理デバイスからデータが予備の論理
デバイスに対してコピーされる。この修理手順は、デー
タが依然として壊れた論理デバイスに対して読出しまた
は書込みが可能であるため、ＲＡＩＤ３またはＲＡＩＤ
５アレイより簡単である。ＲＡＩＤ３およびＲＡＩＤ５
アレイでは、再構成手順は、アレイにおける他の全ての
デバイスを読出し、対応ブロックをＸＯＲし、次いで結
果として生じるＸＯＲを予備デバイスに書込むことから
なる。従って、ＲＡＩＤ３およびＲＡＩＤ５アレイにお
いては、再構成手順はアレイにおける全てのデバイスの
余分な働きを必要とする。ＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ
５アレイでは、再構成手順は壊れたデバイスおよび予備
のデバイスを必要とするのみであり、他の全てのデバイ
スは影響を受けない。

【００４８】再び図４において、論理デバイス２におけ
るＤＡＳＤの１つがちょうど故障したものとすれば、復
元はアルゴリズム的に下記を含む。即ち、ＬｅｔＮ：＝１、２、３、、、Ｎからの論理デバイス
番号Ｔ：＝ＤＡＳＤ当たりのトラック番号ＤＯｉ：＝１ｔｏＮトラックｉを論理デバイス２からＲＥＡＤ；トラックｉを予備論理デバイスにＷＲＩＴＥ；ＥＮＤＤＯ論理デバイス２に対する全ての照会が予備論理デバイス
に与えられるように経路接続テーブルをＣＨＡＮＧＥ；古い論理デバイス２をＩＳＯＬＡＴＥ、故障したＤＡＳ
Ｄを交換（ＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５アレイのＣＫＤ）ここ
までは、ＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５アレイに対する
アクセスされたデータ構造は、固定ブロック範囲におけ
るＤＡＳＤでフォーマット化されたブロックのみであ
る。しかし、本発明の１つの拡張は、ＲＡＩＤ３アレイ
のＲＡＩＤ５アレイの修正を含み、これにおいてＤＡＳ
Ｄが周知のカウント・キー・データ（ＣＫＤ）規約に従
って変更可能な長さにフォーマット化される。

【００４９】次に図７において、１トラックのインター
リーブ深さをもつＲＡＩＤ３アレイのＣＫＤＲＡＩＤ
５アレイが示される。これは、図の最上部にＲＡＩＤ３
ＣＫＤアレイ（論理デバイス）１乃至１１の行を含む。
論理トラックは、対応論理デバイスの下方の行グループ
として示される。

【００５０】各ＲＡＩＤ３論理デバイス上のＣＫＤトラ
ックは下記の如く配置される。即ち、（ａ）各カウント・フィールドが論理デバイスの３つの
物理データ・デバイス上に複製される。

【００５１】（ｂ）各キーおよびデータ・フィールド
は、各３分の１が３つの物理データ・デバイスの１つに
記憶されるように３つに分割される。

【００５２】（ｃ）パリティ・トラックは、対応する３
つのデータ・トラックと同数のフィールドを持ち、各フ
ィールドは３つのデータ・トラックからの対応する３つ
のフィールドのＸＯＲである。

【００５３】再び図７において、ＣＫＤトラック１はＤ
ＡＳＤ１に記憶され、ＣＫＤトラック２はＤＡＳＤ２
に、、、、ＣＫＤトラック１１はＤＡＳＤ１１に、ＣＫ
Ｄトラック１２はＤＡＳＤ１に記憶される如くである。
このため、インターリーブ深さは１トラックである。こ
のようなレイアウトでは、１２以上のトラックを一緒に
読出す要求は、最大のデータ速度で処理されることにな
る。慎重な読者には、多数トラックのインターリーブ深
さもまた容易に許容され得ることが容易に明らかになろ
う。従って、ＣＫＤトラック１および２は、共にＤＡＳ
Ｄ１にあり得、ＣＫＤともに３および４は共にＤＡＳＤ
２にあり得る、、、などである。

【００５４】図７に示される如きＲＡＩＤ３アレイのＣ
ＫＤＲＡＩＤ５アレイは、一般的な場合に対して前に概
要を述べた全ての利点を維持する。これらの利点は即
ち、簡単であること、書込み前には読出しを行わないこ
と、可用度が高いこと、小さな要求における処理能力が
高いこと、小さな要求における帯域幅が高いことであ
る。

【００５５】別の実施例においては、ＲＡＩＤ３アレイ
のＣＫＤＲＡＩＤ５アレイは１／４トラックの如き１ト
ラックより小さな単位でインターリーブ可能である。即
ち、ＣＫＤトラックの１／４がＤＡＳＤ１にあり、次の
１／４がＤＡＳＤ２にある、、、、如くである。これ
は、レコードが論理デバイスの境界に跨るという制約を
受ける。この制約は、インターリーブ深さが全トラック
の倍数に制限されれば生じることはない。

【００５６】想起されるように、各ＤＡＳＤトラックの
大きさはアドレス指定および回転位置決め検出目的のた
め多数の等しい長さのセクターに分割される。１９８０
年６月１０日発行のＬｕｉｚ等の米国特許第４，２０
７，６０９号「多数ＣＰＵおよび共有デバイス・アクセ
ス・システムにおける経路に依存しないデバイス予約お
よび再接続のための方法および装置（Ｍｅｔｈｏｄａ
ｎｄＭｅａｎｓｆｏｒＰａｔｈＩｎｄｅｐｅｎ
ｄｅｎｔＤｅｖｉｃｅＲｅｓｅｒｖａｔｉｏｎａ
ｎｄＲｅｃｏｎｎｅｃｔｉｏｎｉｎａＭｕｌｔ
ｉ−ＣＰＵａｎｄＳｈａｒｅｄＤｅｖｉｃｅＡ
ｃｃｅｓｓＳｙｓｔｅｍ）」に記載されるように、Ｃ
ＰＵは他のＣＰＵのアクティビティと独立な「チャンネ
ル」または「チャンネル・プログラム」と呼ばれる、外
部の記憶サブシステムをアクセスするための仮想または
実プロセスを使用し得る。このチャンネル・アクセス
は、外部の記憶サブシステム（ＤＡＳＤアレイ）の特定
のＤＡＳＤ、シリンダ、トラック、トラック・セクター
およびヘッド・アドレスに最終的にマップされるデータ
場所を必要とする。

【００５７】本発明において使用される記憶モデルは、
論理トラックを先に述べた如きパターンで論理デバイス
のＲＡＩＤ５アレイに対してマップする。２番目のマッ
ピングは、ＲＡＩＤ３レベルのＤＡＳＤに対して行われ
る。このマッピングにおける調整は、あるチャンネル・
プログラムにおけるセクター番号のオフセットを含む。
このようなオフセットは、与えられたＣＫＤレコードが
存在する特定の論理デバイス番号に容易に変換すること
ができる。

【００５８】セクター番号オフセットの使用例として、
ある回転の１／４以下のオフセットを論理デバイス１に
マップし、１回転の１／４から１／２間のオフセットを
論理デバイス２にマップする、、、如き事実について考
察しよう。レコードの読出しは、おそらくはこの論理デ
バイスから開始することになろう。このレコードが次の
論理デバイスに続く即ちこれにかかるならば、読出しは
次の論理デバイスから続く、、などとなろう。これは、
従来のＤＡＳＤ記憶サブシステムにおけるオーバーフロ
ーＣＫＤレコードの処理に似た方法で管理される。

【００５９】（拡張）本発明の原理を具体化する５つの
拡張がある。第１および第２の拡張については図５およ
び図６に関して論述し、異なるインターリーブ深さおよ
び仕切られた記憶域のアレイ階層を扱う。第３および第
４の拡張は、図８および図９を含み、同じ電力境界内に
纏まった物理デバイス間に分散された論理デバイスおよ
び故障したＤＡＳＤの予備に対する再構成を扱う。最後
の拡張は、ＲＡＩＤ５ＤＡＳＤアレイのＲＡＩＤ５アレ
イのアレイ階層の概要記述である。

【００６０】次に図５を見ると、１０個の論理デバイス
即ちＲＡＩＤ３アレイの３つのＲＡＩＤ５（Ａ、Ｂ、
Ｃ）として構成されたＲＡＩＤ３ＤＡＳＤアレイのサブ
システムが示される。アレイＡは、４つの論理デバイス
を含み１のインターリーブ深さである。アレイＢは、４
のインターリーブ深さを持つ３つの論理デバイスを有す
る。最後に、アレイＣは３つの論理デバイスを持ち、１
０のインターリーブ深さを有する。この記憶サブシステ
ムのユーザは、最初にＲＡＩＤ３アレイの異なるＲＡＩ
Ｄ５アレイを定義して生成することになる。アレイ生成
時に、ユーザはアレイに含まれる論理デバイスの数およ
びインターリーブ深さを指定し、またこのアレイに対す
る名前を指定することになる。

【００６１】異なるＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５の生
成後、コントローラは生成されたアレイ内の論理ブロッ
クの読出し／書込要求を受け入れる。生成された各ＲＡ
ＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５毎に、アレイ・コントローラ
はテーブルにＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５アレイに含
まれる実際の論理デバイス、アレイの名前、およびアレ
イのインターリーブ深さをセーブすることを必要とす
る。このようなテーブルは、安定な不揮発記憶域に維持
されねばならない。

【００６２】再び図６において、ＲＡＩＤ３アレイのＲ
ＡＩＤ５が正確にある数のＤＡＳＤからなるものでない
実施例が示される。即ち、各ＲＡＩＤ３アレイはＤＡＳ
Ｄの一部からなっている。一例として、図６には６つの
論理デバイスを持つサブシステムが示される。これらは
下記の如く構成される。即ち、（１）アレイＡは、論理
デバイス１乃至６の１／２から構成され、（２）アレイ
Ｂは、論理デバイス１乃至３の半分から構成され、また
（３）アレイＣは、論理デバイス４乃至６の半分から構
成される。

【００６３】前のように、ＲＡＩＤ３のＲＡＩＤ５アレ
イの各々は、異なるインターリーブ深さを有する。アレ
イ構成時に、ユーザはアレイの名前、インターリーブ深
さ、アレイにおけるデバイス数およびアレイにおける論
理ブロック数を指定する。最後の２つのパラメータは共
に、ＤＡＳＤアレイに含まれる各ＤＡＳＤデバイスの部
分を決定する。

【００６４】次に図８において、４つのドロワー（４つ
のクラスター）のＤＡＳＤアレイを通信可能に接続した
アレイ・コントローラ８０１が示される。このアレイ
は、異なる物理ＤＡＳＤクラスター、例えば８０７、８
１７、８３１および８４１に置かれたＤＡＳＤから形成
される論理デバイス（例えば、デバイスＡ）を含む。通
信の結合は、パリティおよびストライピング・ロジック
８０３、スイッチ８０５および制御およびデータ・リン
クを含む経路上に生じる。後者は、スイッチ８０５と物
理クラスター即ちドロワーの各々における各ＤＡＳＤと
の間の破線の結線として示される。

【００６５】再び図８において、論理デバイスＡはデー
タＤＡＳＤ８０９、８１９、８３３およびパリティＤＡ
ＳＤ８４３を含む。同様に、論理デバイスＢは、データ
ＤＡＳＤ８１１、８１３、８２１およびパリティＤＡＳ
Ｄ８２３を含む。更にまた、論理デバイスＣは、データ
ＤＡＳＤ８１５、８２５、８３９およびパリティＤＡＳ
Ｄ８４９を有し、論理デバイスＤはデータＤＡＳＤ８３
５、８３７、８４５およびパリティＤＡＳＤ８４７を包
含する。

【００６６】論理デバイスＡおよびＣのＤＡＳＤは対応
する物理ＤＡＳＤのクラスター８０７、８１７、８３１
および８４１に分散されることに注意すべきである。し
かし、論理デバイスＢのＤＡＳＤは、クラスター８０
７、８１７にのみ分散され、論理デバイスＤのＤＡＳＤ
はクラスター８３１、８４１の一部のみを形成する。

【００６７】アレイの目的から明らかなように、ＤＡＳ
Ｄは、「ドロワー（引出し）」と呼ばれる機械的および
電気的なパッケージ単位で物理的にグループ化即ち纏め
られている。各ドロワーは、それ自体の電源を持ち、ま
たＤＡＳＤの個々の取外しおよび交換を容易にする種々
の電気的および機械的なプラグ結合部を含む。１つのド
ロワーは、電力の分配、ならびにパッケージおよびサー
ビス境界を規定する。

【００６８】１つの論理ブロックが例えば論理デバイス
Ａに書込まれる時、第１の３分の１がクラスター８０７
のＤＡＳＤ８０９に記録され、２番目の３分の１がクラ
スター８１７のＤＡＳＤ８１９に、最後の３分の１がク
ラスター８３１のＤＡＳＤ８３３に記録されるように、
ロジック８０３がこのブロックを区切り、スイッチ８０
５が経路を確立する。区切られた３つにおけるパリティ
は、クラスター８４１におけるＤＡＳＤ８４３に書込ま
れる。同様に、論理ブロックを論理デバイスＢ、Ｃおよ
びＤに書込む時、区切りおよびパリティ取得が生じる。

【００６９】スペアおよび再構成アクティビティに関し
ては、１つの予備論理デバイスが多数のアレイにおける
冗長性を提供する。物理デバイスの故障は、論理ブロッ
クが壊れた論理デバイスから予備の論理デバイスに複写
されることを要求する。

【００７０】次に図９において、予備機として予約され
た論理デバイスを追加した、図８に示したものと似たア
レイ・コントローラおよびＤＡＳＤアレイの階層構成が
示される。この予備機は、各クラスター９０７、９１
９、９２９および９４１における予備のＤＡＳＤ９１
７、９２７、９３９および９５１として分散される。

【００７１】クラスター９０７にある論理デバイスＡの
ＤＡＳＤ９０９が故障したものとしよう。スペアおよび
再構成アルゴリズムは単に下記の如くである。即ち、
（ａ）スイッチ９０５を含む経路上の残りのＤＡＳＤ９
２１、９３１、９４３から読出し、（ｂ）４番目のセグ
メント・ロジック９０３を再構成するため、各ブロック
の３つのセグメントを論理的に組合わせ、（ｃ）予備の
デバイスの対応ＤＡＳＤ９１７、９２７、９３９、９５
１に対して４つのセグメントを書込み、（ｄ）経路ある
いはアドレス・テーブルにおけるデバイスＡのアドレス
を予備機のアドレスで置換し、（ｅ）新しい予備デバイ
スの一部として働くようにデバイスＡの前にＤＡＳＤ９
２１、９３１および９４３を交換し、（ｆ）故障したＤ
ＡＳＤ９０９を便宜的に別のＤＡＳＤで置換して予備デ
バイスの増強を完成し、これによりアレイの階層を正常
動作モードに戻す。

【００７２】図９の説明の補完として、デバイスＢはＤ
ＡＳＤ９１１、９１３、９２３、９２５から形成され、
デバイスＣはＤＡＳＤ９１５、９２６、９３７および９
４９を含み、デバイスＤはクラスター間に種々に分散さ
れた９３３、９３５、９４５、９４７を含む。

【００７３】最後の拡張は、各論理デバイスがＲＡＩＤ
５ＤＡＳＤアレイであるアレイ階層の形成に関するもの
である。ＲＡＩＤ５ＤＡＳＤアレイの１つのＲＡＩＤ５
アレイは、ＲＡＩＤ５アレイをストライプすることによ
り本発明の階層に固有の間接関係を利用し、全データ速
度はいずれか１つのアレイから取得し得るものに限定さ
れることがない。

【００７４】（まとめ）ＲＡＩＤ３ＤＡＳＤアレイのＲ
ＡＩＤ５アレイは、ビルディング・ブロックとしてＲＡ
ＩＤ３アレイを使用し、ＲＡＩＤ３アレイに跨ってスト
ライプする。ＲＡＩＤ５アレイと同様に、本発明のアレ
イ階層は小さな要求における高い処理能力を、また大き
な要求における高い帯域幅を達成する。ＲＡＩＤ５アレ
イとは異なり、本発明においては、書込み更新は古いデ
ータと古いパリティを読出すＤＡＳＤアクセスを必要と
せず、また新しいパリティを書込むためのＤＡＳＤアク
セスをも必要としない。従って、ＲＡＩＤ５アレイと関
連する４つの書込みの不利益を持つことがない。

【００７５】更に、ＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５アレ
イの作動は、ＲＡＩＤ５アレイより遥かに簡単である。
例えば、同時更新の面におけるパリティ・グループの一
貫性を維持するためＲＡＩＤ５が必要とする如く、パリ
ティ・グループをロックする必要の問題がない。アレイ
中の１つの物理デバイスが壊れた時、劣化モードにおい
て、ＲＡＩＤ３アレイのＲＡＩＤ５アレイは性能上何ら
の損失も蒙らず、この点においてＲＡＩＤ３アレイの如
くに挙動する。

【００７６】最後に、壊れたデバイスと予備のデバイス
のみを使用しその間の複写を必要とするのみであるた
め、本発明のアレイ階層の再構成はＲＡＩＤ３またはＲ
ＡＩＤ５アレイのいずれにおける再構成よりも簡単であ
る。従来技術のＲＡＩＤ３アレイまたはＲＡＩＤ５アレ
イにおいては、再構成はアレイ内の他の全てのデバイス
に関わり、複写より更に複雑である。ＲＡＩＤ３アレイ
のＲＡＩＤ５アレイの別の利点は、デバイスがホット・
プラグ可能である必要がないことである。壊れた論理デ
バイスからのデータが予備のデバイスに複写された後、
壊れた論理デバイスにおける物理デバイスが全て遮断さ
れ、オフラインで修復できる。

【００７７】本発明の上記および他の拡張は、頭書の特
許請求の範囲に記載される如き趣旨および範囲から逸脱
することなく可能である。

【図面の簡単な説明】

【図１】大きい読出し／書込み要求を扱うように調整さ
れた従来技術によるＲＡＩＤ３のＤＡＳＤアレイを示す
図である。

【図２】論理ブロックが列主体の順序でそれぞれ書込ま
れた従来技術による高レベルのＲＡＩＤアレイを示す図
である。

【図３】論理ブロックが行主体の順序でそれぞれ書込ま
れた従来技術による高レベルのＲＡＩＤアレイを示す図
である。

【図４】本発明によるＲＡＩＤ３のＤＡＳＤアレイのＲ
ＡＩＤ５アレイを示す図である。

【図５】書込まれた論理レコードのブロックの異なるイ
ンターリーブ深さを持つＲＡＩＤ３のＤＡＳＤアレイの
ＲＡＩＤ５の組込みを示す図である。

【図６】多数の断片的アレイの形態でＲＡＩＤ３のＤＡ
ＳＤアレイのＲＡＩＤ５を形成する図５の更なる拡張を
示す図である。

【図７】可変長（ＣＫＤ）フォーマット化論理レコード
のためのＲＡＩＤ３デバイスのＲＡＩＤ５アレイのアド
レス指定パターンを示す図である。

【図８】同じ物理ドロワーにある物理ＤＡＳＤが共通制
御装置を結合する異なる論理デバイスに構成可能である
ことを示す図である。

【図９】ＤＡＳＤの故障後の物理ＤＡＳＤの再構成、お
よび故障したＤＡＳＤにあったデータの再構成の結果と
してこれのスペアＤＡＳＤへの書込みを示す図である。

【符号の説明】

８０１アレイ・コントローラ８０３パリティ／ストライプ・ロジック８０５スイッチ８０７物理ドロワー８０９、８１１、８１３、８１５、８１９、８２１、８
２３、８２５、８３３、８３５、８３７、３３９、８４
３、８４５、８４７、８４９ＤＡＳＤ９０１アレイ・コントローラ９０３パリティ／ストライプ・ロジック９０５スイッチ９０７物理ドロワー９０９、９１１、９１３、９１５、９１７、９２１、９
２３、９２５、９２６、９２７、９３１、９３３、９３
５、９３７、９３９、８４３、８４５、８４７、８４
９、９５１ＤＡＳＤ

フロントページの続き (72)発明者レイトン・クリストファー・ウッド、ジュニアアメリカ合衆国95037、カリフォルニア州モーン・ヒル、レイクヴュー・ドライブ 17240番地

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数のＤＡＳＤからデータ・ストリング
をアクセスする方法において、（ａ）各々ＲＡＩＤ３ＤＡＳＤアレイ状にＮデータ＋
ＰパリティＤＡＳＤを含む論理デバイスのＲＡＩＤ５ア
レイとして複数のＤＡＳＤを構成し、（ｂ）Ｎ個のデータ・ブロックのＫ個の論理レコードに
それぞれ各データ・ストリングをセグメント化し、各セ
グメント化されたレコード上でＰ個のパリティ・ブロッ
クをコード化し、ＲＡＩＤ５アレイの論理デバイス上に
前記Ｋ個の論理レコードを予め定めたインターリーブ深
さの列主体の順序でアクセスし、（ｃ）ＲＡＩＤ３ＤＡＳＤアレイから前記順序および
深さに従って一時にＮ＋Ｐ個のブロックでＫ個のレコー
ドを転送するステップを含むことを特徴とする方法。
【請求項２】各々コントローラを付属するＮデータ＋
ＰパリティＤＡＳＤを有する複数のＲＡＩＤ３ＤＡＳ
Ｄアレイから形成される記憶サブシステムに対して、与
えられたデータ・ストリングを書込む方法において、（ａ）共通制御装置を介して各コントローラを通信可能
に取付けることにより、複数のＲＡＩＤ３ＤＡＳＤア
レイをアドレス指定可能な論理デバイスのＲＡＩＤ５ア
レイに構成し、（ｂ）前記共通制御装置において各データ・ストリング
をそれぞれＮ個のブロックのＫ個の論理レコードにセグ
メント化し、各論理レコードをパリティ・コード化して
これにＰ個のブロックを付加し、（ｃ）各々予め定めたインターリーブ深さの列主体の順
序で、Ｎ＋ＰブロックのＫ個の論理レコードを論理デバ
イスのＲＡＩＤ５アレイに対して書込んで、各論理レコ
ードのＮ＋Ｐブロックが、そのコントローラを含む経路
を介してアドレス指定された論理デバイスとして動作す
る対応ＲＡＩＤ３アレイのＮ＋Ｐ個のＤＡＳＤに対して
記録されるようにすることを特徴とする方法。
【請求項３】各々が１つのコントローラを取付けるＮ
データ＋ＰパリティＤＡＳＤを有する複数のＲＡＩＤ３
ＤＡＳＤアレイから形成される記憶サブシステムに与
えられる、Ｋ＊（Ｎデータ＋Ｐパリティ）ブロックから
形成されたデータ・ストリングの各部の大小のアクセス
を管理する方法において、（ａ）ＲＡＩＤ３ＤＡＳＤアレイの論理デバイスのＲ
ＡＩＤ５アレイを形成する間接的関係の少なくとも１つ
のレベルに複数を構成し、各コントローラを共通制御装
置に対して通信可能に取付けることにより、前記論理デ
バイスの少なくとも１つを予備デバイスとして予約し、（ｂ）前記共通制御装置を含む経路を介して、予め定め
たインターリーブ深さの列主体の順序で予備デバイス以
外の論理デバイスをアクセスし、（ｃ）ＲＡＩＤ３アレイにおけるＤＡＳＤの故障を検出
し、（ｄ）前記故障の検出に応答して、故障したＤＡＳＤ以
外に対して前記論理デバイスをステップ（ｂ）における
如くアクセスし、（ｅ）対応するＲＡＩＤ３アレイが故障したＤＡＳＤを
含む論理デバイスのＮ＋Ｐ個のＤＡＳＤを再構成して、
これを予め定めたあるいは便宜的なスケジュールにより
予備デバイスに対して再書込みを行い、前記再構成およ
び再書込みが前記予備デバイスおよび故障したＤＡＳＤ
を有する前記デバイスのみに関わることを特徴とする方
法。
【請求項４】各々が局部コントローラを付属するＮデ
ータ＋ＰパリティのＤＡＳＤを含むＤＡＳＤの複数のＲ
ＡＩＤ３アレイと、制御装置および局部コントローラを含む経路を介して、
前記ＲＡＩＤ３アレイ論理デバイス相等物のアドレス指
定可能なＲＡＩＤ５アレイを形成する複数のサブセット
を通信可能に取付ける制御装置と、前記制御装置を含み、Ｋ＊Ｎブロックから形成される各
データ・ストリングに応答して、ストリングをＮ個のブ
ロックにセグメント化し、各セグメント上にＰ個のパリ
ティ・ブロックをコード化して、対応する論理デバイス
に対して予め定めたインターリーブ深さの列主体の順序
でＮ＋Ｐ個のブロック・セグメントのＫ個を書込む手段
とを設けてなることを特徴とする記憶サブシステム。
【請求項５】各々が局部コントローラを付属するＮデ
ータ＋ＰパリティのＤＡＳＤを有するＤＡＳＤのＲＡＩ
Ｄ３アレイを含む複数の論理デバイスと、制御装置および局部コントローラを含む経路を介して前
記論理デバイスのアドレス指定可能なＲＡＩＤ５アレイ
を形成するように複数のデバイスのサブセットを通信可
能に取付ける制御装置とを設け、他の複数のデバイスが
予備デバイスとして予約され、Ｎ＊Ｋ個のブロックから形成された各データ・ストリン
グに応答して該ストリングをＮ個のブロックにセグメン
ト化し、各セグメント上にＰ個のパリティ・ブロックを
コード化し、Ｎ＋Ｐ個のブロック・セグメントのＫ個を
予め定めたインターリーブ深さの列主体の順序で対応す
る論理デバイスに対して書込み、そのコントローラを含
む経路を介して前記デバイスに対する対応ＲＡＩＤ３
ＤＡＳＤアレイのＮ＋Ｐ個のＤＡＳＤに対して各セグメ
ントのＮ＋Ｐ個のブロックを記録する制御装置を含む第
１の手段と、１つの論理デバイスのＲＡＩＤ３ＤＡＳＤアレイの対
応するものにおけるＤＡＳＤ故障を検出し、該論理デバ
イスに対して予め定められた順序および深さで書込ん
で、故障したＤＡＳＤに対して規定されたブロック以外
のブロックを記録する制御装置を含む第２の手段と、対応するＲＡＩＤ３アレイが故障したＤＡＳＤを含む論
理デバイスのＮ＋Ｐ個のＤＡＳＤを予め定めたあるいは
便宜的なスケジュールで再構成し、これを予備デバイス
に対して再書込みを行う第３の手段とを設け、該再構成
および再書込みが、予備デバイスおよび故障したＤＡＳ
Ｄを有する前記デバイスのみに関わることを特徴とする
記憶サブシステム。
【請求項６】各々がＤＡＳＤのＲＡＩＤ３アレイから
形成された複数の論理デバイスと、前記論理デバイスの第１または第２のＲＡＩＤ５アレイ
を通信可能に取付ける制御装置と、第１のＲＡＩＤ５アレイを選択し、１つのデータ・スト
リングをｍ個のデータ・ブロックのセグメントにセグメ
ント化し、各セグメント上にｐ個のパリティ・ブロック
をコード化し、第１のインターリーブ深さに列主体の順
序で第１のアレイの論理デバイスに対してｍデータ＋ｐ
パリティ・ブロックの各セグメントを書込む制御装置を
含む第１の手段と、前記第２のＲＡＩＤ５アレイを選択し、別のデータ・ス
トリングをｎ個のデータ・ブロックにセグメント化し、
各セグメント上にｐ個のパリティ・ブロックをコード化
し、第２のインターリーブ深さに列主体の順序で第２の
ＤＡＳＤサブセットに対してｎデータ＋ｐパリティ・ブ
ロックの各セグメントを書込む制御装置を含む第２の手
段とを設け、該第２のＲＡＩＤ５アレイのデバイスの少
なくとも１つがまた前記第１のＲＡＩＤ５アレイのメン
バーであることを特徴とする記憶サブシステム。
【請求項７】変更可能な長さのカウント・キー・デー
タ（ＣＫＤ）フィールド・フォーマット化されたレコー
ドを、各々コントローラを付属するＮデータ＋Ｐパリテ
ィのＤＡＳＤを有する複数のＲＡＩＤ３ＤＡＳＤアレ
イから形成される記憶サブシステムに対して書込む方法
において、（ａ）共通の制御装置を介してそのコントローラのそれ
ぞれを通信可能に取付けることにより、前記複数のＲＡ
ＩＤ３ＤＡＳＤアレイをアドレス指定可能な論理デバ
イスのＲＡＩＤ５アレイに構成し、（ｂ）前記共通制御装置において各データ・ストリング
をそれぞれＮ個のストライプのＫ個の論理レコードにセ
グメント化し、各論理レコードをパリティ・コード化
し、Ｐ個のストリングをこれに加え、（ｃ）各論理レコードのＮ＋Ｐ個のストリングが、その
コントローラを含む経路を介してアドレス指定された論
理デバイスとして動作する対応ＲＡＩＤ３アレイのＮ＋
Ｐ個のＤＡＳＤに対して記録されるように、（１）ＣＫＤフォーマット化された可変長のレコードの
各カウント・フィールドが、行主体の順序で第１のデバ
イスのＮ個のＤＡＳＤに複製され、（２）ＣＫＤフォーマット化された可変長のレコードの
カウント・フィールドに続くキーおよびデータ・フィー
ルドがセグメント化され、予め定めた行主体の順序およ
びインターリーブ深さでアドレス指定された論理デバイ
スとして働く対応ＲＡＩＤ３アレイのＮ個のＤＡＳＤに
わたって記録され、（３）各パリティ・ブロックＰが対応するＮ個のフィー
ルドを論理的に組合わせるように、Ｎ＋Ｐ個のストリン
グのＫ個の論理レコードをそれぞれ予め定めたインター
リーブ深さの行主体の順序で、論理デバイスのＲＡＩＤ
５アレイに対して書込むステップを含むことを特徴とす
る方法。