JPH10111767A - 大容量記憶装置 - Google Patents
大容量記憶装置Info
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- JPH10111767A JPH10111767A JP9256862A JP25686297A JPH10111767A JP H10111767 A JPH10111767 A JP H10111767A JP 9256862 A JP9256862 A JP 9256862A JP 25686297 A JP25686297 A JP 25686297A JP H10111767 A JPH10111767 A JP H10111767A
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- disk drive
- drive
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
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- Theoretical Computer Science (AREA)
- Quality & Reliability (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【課題】 装置を有効に活用し、ＲＡＩＤサブシステム
の全体的な性能向上を実現する方法の提供。 【解決手段】 ＲＡＩＤサブシステムのようにデータを
分散記録した多数のデータディスクドライブＳ１〜Ｓ
４、ＰＲ、ＳＰからなるディスクアレイを持つ大容量記
憶装置において、データディスクドライブの故障時用の
予備ディスクドライブＳＰと、パリティデータ記録用の
パリティディスクドライブＰＲと、を備える。ディスク
アレイ内のディスクドライブＳ１〜Ｓ４、ＰＲ、ＳＰは
初期化時に、中間シリンダから上位ブロック５０Ａ、５
２Ａ、５４Ａ、５６Ａ、５８Ａ、６０Ａと下位ブロック
５０Ｂ、５２Ｂ、５４Ｂ、５６Ｂ、５８Ｂ、６０Ｂに分
けられ、予備ディスクドライブＳＰ以外のディスクドラ
イブが２つの小パリティグループ３０、４０に分けられ
る。
の全体的な性能向上を実現する方法の提供。 【解決手段】 ＲＡＩＤサブシステムのようにデータを
分散記録した多数のデータディスクドライブＳ１〜Ｓ
４、ＰＲ、ＳＰからなるディスクアレイを持つ大容量記
憶装置において、データディスクドライブの故障時用の
予備ディスクドライブＳＰと、パリティデータ記録用の
パリティディスクドライブＰＲと、を備える。ディスク
アレイ内のディスクドライブＳ１〜Ｓ４、ＰＲ、ＳＰは
初期化時に、中間シリンダから上位ブロック５０Ａ、５
２Ａ、５４Ａ、５６Ａ、５８Ａ、６０Ａと下位ブロック
５０Ｂ、５２Ｂ、５４Ｂ、５６Ｂ、５８Ｂ、６０Ｂに分
けられ、予備ディスクドライブＳＰ以外のディスクドラ
イブが２つの小パリティグループ３０、４０に分けられ
る。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は大容量記録装置シス
テムに関するものである。
テムに関するものである。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータシステムの性能は中央処理
装置( ＣＰＵ）と入出力サブシステムによって左右され
る。近年、ＬＳＩ技術の発展でＣＰＵの処理速度が大き
く向上しているにもかかわらず、入出力サブシステムの
性能改善が遅れているために、全システムの実行時間の
中で入出力にかかる時間の比率が増大している。また、
入出力サブシステムの誤り発生時のデータ復旧費用が増
加していることからも、優れた性能と信頼性を備えた入
出力サブシステムの必要性が増してきている。
装置( ＣＰＵ）と入出力サブシステムによって左右され
る。近年、ＬＳＩ技術の発展でＣＰＵの処理速度が大き
く向上しているにもかかわらず、入出力サブシステムの
性能改善が遅れているために、全システムの実行時間の
中で入出力にかかる時間の比率が増大している。また、
入出力サブシステムの誤り発生時のデータ復旧費用が増
加していることからも、優れた性能と信頼性を備えた入
出力サブシステムの必要性が増してきている。
【０００３】このために研究中のシステムの一つがＲＡ
ＩＤ(Redundant Arrays of Inexpensive Disks) サブシ
ステムである。通常の入出力サブシステムは一つのディ
スクドライブに順次アクセスするが、ＲＡＩＤサブシス
テムは多数のディスクドライブで構成されたディスクア
レイにデータを分散させて入出力を並列に行うことによ
り、入出力を速く処理する。また、簡単なパリティ情報
を用いて誤り発生時にデータ復元を可能にして信頼性を
向上させる。現在ＲＡＩＤ関連技術は商用化段階にあ
り、大学ではＲＡＩＤアルゴリズムに関する研究とシミ
ュレーションを用いた実験を通じて活発な理論的研究を
続けており、一方、企業では多様な性能確認試験を通じ
て改善点を見つけることにより、入出力性能改善及び信
頼性向上のための努力を続けている。ディスクアレイ構
造自体は以前からハードディスクの入出力性能向上のた
めの方法としてスーパーコンピュータ等で用いられてき
たが、ＲＡＩＤの概念は１９８８年にカリフォルニア大
学バークレー校の３人のコンピュータ学者により確立さ
れた。
ＩＤ(Redundant Arrays of Inexpensive Disks) サブシ
ステムである。通常の入出力サブシステムは一つのディ
スクドライブに順次アクセスするが、ＲＡＩＤサブシス
テムは多数のディスクドライブで構成されたディスクア
レイにデータを分散させて入出力を並列に行うことによ
り、入出力を速く処理する。また、簡単なパリティ情報
を用いて誤り発生時にデータ復元を可能にして信頼性を
向上させる。現在ＲＡＩＤ関連技術は商用化段階にあ
り、大学ではＲＡＩＤアルゴリズムに関する研究とシミ
ュレーションを用いた実験を通じて活発な理論的研究を
続けており、一方、企業では多様な性能確認試験を通じ
て改善点を見つけることにより、入出力性能改善及び信
頼性向上のための努力を続けている。ディスクアレイ構
造自体は以前からハードディスクの入出力性能向上のた
めの方法としてスーパーコンピュータ等で用いられてき
たが、ＲＡＩＤの概念は１９８８年にカリフォルニア大
学バークレー校の３人のコンピュータ学者により確立さ
れた。
【０００４】図１は、通常のＲＡＩＤサブシステムの構
成図である。同図によると、ＲＡＩＤサブシステムはデ
ィスクアレイコントローラ４と多数のディスクドライブ
６-０〜６- ｎで構成されたディスクアレイ６とからな
る。ディスクアレイコントローラ４はホストシステム２
とディスクアレイ６との間に位置し、ホストシステム２
からのデータ読出／書込命令に基づいてディスクアレイ
６のディスクドライブ６- ０〜６- ｎからデータの読出
／書込を行う。このとき、ディスクアレイコントローラ
４はディスクアレイ６の各ディスクドライブにデータを
分散記録し、入出力を並列処理し、簡単なパリティ情報
を用いて誤り発生時にデータ復元を可能なように制御す
る。
成図である。同図によると、ＲＡＩＤサブシステムはデ
ィスクアレイコントローラ４と多数のディスクドライブ
６-０〜６- ｎで構成されたディスクアレイ６とからな
る。ディスクアレイコントローラ４はホストシステム２
とディスクアレイ６との間に位置し、ホストシステム２
からのデータ読出／書込命令に基づいてディスクアレイ
６のディスクドライブ６- ０〜６- ｎからデータの読出
／書込を行う。このとき、ディスクアレイコントローラ
４はディスクアレイ６の各ディスクドライブにデータを
分散記録し、入出力を並列処理し、簡単なパリティ情報
を用いて誤り発生時にデータ復元を可能なように制御す
る。
【０００５】図２は、図１に示したディスクアレイコン
ローラ４のブロック図である。ディスクアレイコントロ
ーラ４はホストインタフェースコントローラ１０、プロ
セッサ１２、メモリ１４、バッファメモリ１６、及びア
レイコントローラ１８で構成される。ホストインタフェ
ースコントローラ１０はホストシステム２とプロセッサ
１２のインタフェースを制御する。プロセッサ１２はデ
ィスクアレイサブシステムの全般的な動作制御を行う。
メモリ１４はプロセッサ１２とホストインタフェースコ
ントローラ１０に接続され、プロセッサ１２の制御プロ
グラムが記録されたＲＯＭ及び制御動作時に発生するデ
ータを一時記録するためのＲＡＭを含んでいる。バッフ
ァメモリ１６は、プロセッサ１２の制御下にホストシス
テム２とディスクアレイ６との間で送受信されるデータ
及びデータ記録／再生命令を一時保管する。アレイコン
トローラ１８はプロセッサ１２とディスクアレイ６との
間に送受信される各種のデータの制御とインタフェース
整合をとる。
ローラ４のブロック図である。ディスクアレイコントロ
ーラ４はホストインタフェースコントローラ１０、プロ
セッサ１２、メモリ１４、バッファメモリ１６、及びア
レイコントローラ１８で構成される。ホストインタフェ
ースコントローラ１０はホストシステム２とプロセッサ
１２のインタフェースを制御する。プロセッサ１２はデ
ィスクアレイサブシステムの全般的な動作制御を行う。
メモリ１４はプロセッサ１２とホストインタフェースコ
ントローラ１０に接続され、プロセッサ１２の制御プロ
グラムが記録されたＲＯＭ及び制御動作時に発生するデ
ータを一時記録するためのＲＡＭを含んでいる。バッフ
ァメモリ１６は、プロセッサ１２の制御下にホストシス
テム２とディスクアレイ６との間で送受信されるデータ
及びデータ記録／再生命令を一時保管する。アレイコン
トローラ１８はプロセッサ１２とディスクアレイ６との
間に送受信される各種のデータの制御とインタフェース
整合をとる。
【０００６】このような構成のＲＡＩＤサブシステム
は、ディスクドライブにデータを分散またはストリッピ
ング(Striping)、重複データをもつディスクミラーリン
グ(mirroring) などのディスクアレイ方法で記録し、入
出力デバイスの性能向上、容量拡張、及び信頼性の向上
を図っている。ＲＡＩＤ理論は入出力装置のうち、カー
トリッジテープのような順次アクセス装置にも適用可能
であるが、主な対象はハードディスク装置である。
は、ディスクドライブにデータを分散またはストリッピ
ング(Striping)、重複データをもつディスクミラーリン
グ(mirroring) などのディスクアレイ方法で記録し、入
出力デバイスの性能向上、容量拡張、及び信頼性の向上
を図っている。ＲＡＩＤ理論は入出力装置のうち、カー
トリッジテープのような順次アクセス装置にも適用可能
であるが、主な対象はハードディスク装置である。
【０００７】ＲＡＩＤレベルは各種のデータ記録装置や
信頼性の問題に対する解決策を提供しており、その特性
によって６種類のＲＡＩＤレベル（レベル０〜５）に分
けられている。６種類のＲＡＩＤレベルは使用環境や目
的により長短所をもち、様々な応用分野に用いられる。
以下に、各ＲＡＩＤレベルの構造に関する内容を簡単に
説明する。
信頼性の問題に対する解決策を提供しており、その特性
によって６種類のＲＡＩＤレベル（レベル０〜５）に分
けられている。６種類のＲＡＩＤレベルは使用環境や目
的により長短所をもち、様々な応用分野に用いられる。
以下に、各ＲＡＩＤレベルの構造に関する内容を簡単に
説明する。
【０００８】ＲＡＩＤレベル０：データの信頼性より速
度に重点を置き、ディスクアレイ上の全てのディスクド
ライブにデータを分散記録する。ディスクドライブはそ
れぞれ異なるコントローラを使用する。このために入出
力速度を向上できる長所があるが、信頼性は低い。
度に重点を置き、ディスクアレイ上の全てのディスクド
ライブにデータを分散記録する。ディスクドライブはそ
れぞれ異なるコントローラを使用する。このために入出
力速度を向上できる長所があるが、信頼性は低い。
【０００９】ＲＡＩＤレベル１：ミラーリングによりデ
ータを記録する。ミラーリングはよく用いられる信頼性
向上のための方法であるが、ディスク内容の全てが複写
ディスクに記録されるために多くのディスク領域が必要
となり、データの記録に最大でも全ディスク容量の５０
％しか使用できないという欠点がある。しかし、同じデ
ータが複写ディスクに存在するので、信頼性の点では一
番良い方法である。
ータを記録する。ミラーリングはよく用いられる信頼性
向上のための方法であるが、ディスク内容の全てが複写
ディスクに記録されるために多くのディスク領域が必要
となり、データの記録に最大でも全ディスク容量の５０
％しか使用できないという欠点がある。しかし、同じデ
ータが複写ディスクに存在するので、信頼性の点では一
番良い方法である。
【００１０】ＲＡＩＤレベル２：ＲＡＩＤレベル１の欠
点である、信頼性確保のために使われる多くのディスク
領域を削減するために、データをバイト単位で各ディス
クアレイに分散記録する。そして、誤り認識と誤り訂正
のためにハミングコードを使用しており、データディス
ク以外に幾つかの検査ディスクを持つ。
点である、信頼性確保のために使われる多くのディスク
領域を削減するために、データをバイト単位で各ディス
クアレイに分散記録する。そして、誤り認識と誤り訂正
のためにハミングコードを使用しており、データディス
ク以外に幾つかの検査ディスクを持つ。
【００１１】ＲＡＩＤレベル３：入出力が一度要求され
ると、データが並列にディスクドライブに入出力され、
パリティデータは別のディスクドライブに記録される。
尚、ディスク駆動用スピンドルモータは全てのディスク
ドライブが同時にデータを入出力し得るように同期化さ
れている。従って、入出力は処理速度が遅くても高い並
列入出力化によって速いデータ伝送が可能である。ま
た、一つのドライブがエラーを起こしても、他のドライ
ブとパリティドライブを使用することにより、全体のデ
ータレートは落ちるがエラーしたデータは復元される。
ＲＡＩＤレベル３は、非常に速いデータ伝送速度を要求
するアプリケーション、即ちスーパーコンピュータ、イ
メージ操作プロセッサなどに用いられる。つまり、ロン
グデータブロック(Long Data Block) の伝送には高い能
力を発揮するが、速い入出力が要求されるショートデー
タブロック(Short Data Block)の伝送には向いていな
い。尚、ＲＡＩＤレベル３は重複のために、シングルド
ライバをデータドライバと共用することにより、ＲＡＩ
Ｄレベル１より少ないドライバで済むが、コントローラ
は高性能のものが要求され複雑になる。
ると、データが並列にディスクドライブに入出力され、
パリティデータは別のディスクドライブに記録される。
尚、ディスク駆動用スピンドルモータは全てのディスク
ドライブが同時にデータを入出力し得るように同期化さ
れている。従って、入出力は処理速度が遅くても高い並
列入出力化によって速いデータ伝送が可能である。ま
た、一つのドライブがエラーを起こしても、他のドライ
ブとパリティドライブを使用することにより、全体のデ
ータレートは落ちるがエラーしたデータは復元される。
ＲＡＩＤレベル３は、非常に速いデータ伝送速度を要求
するアプリケーション、即ちスーパーコンピュータ、イ
メージ操作プロセッサなどに用いられる。つまり、ロン
グデータブロック(Long Data Block) の伝送には高い能
力を発揮するが、速い入出力が要求されるショートデー
タブロック(Short Data Block)の伝送には向いていな
い。尚、ＲＡＩＤレベル３は重複のために、シングルド
ライバをデータドライバと共用することにより、ＲＡＩ
Ｄレベル１より少ないドライバで済むが、コントローラ
は高性能のものが要求され複雑になる。
【００１２】ＲＡＩＤレベル４：ＲＡＩＤレベル４のデ
ータはディスクアレイを構成する多数のディスクドライ
ブにストリップトアクロス(striped across)され、デー
タが用いられて計算されたパリティデータはディスクア
レイ内に別に設けられたディスクドライブに記録され
る。ここで、ストリップトアクロスとは、ディスクドラ
イブの記録領域がブロック単位のストリッピングサイズ
で多数に分けられ、データがディスクドライブに記録さ
れる時にはストリッピングサイズだけのデータがそれぞ
れのディスクドライブに交差するように記録されること
を意味する。ＲＡＩＤレベル４はデータのフェイル時に
復元可能であり、読出し性能はＲＡＩＤレベル１と同様
である。しかし書込み性能は、パリティ情報を特別に設
けられたディスクドライブに供給しなければならないた
め、ボトルネック現象が発生してシングルディスクドラ
イブに比べて著しく低下する。
ータはディスクアレイを構成する多数のディスクドライ
ブにストリップトアクロス(striped across)され、デー
タが用いられて計算されたパリティデータはディスクア
レイ内に別に設けられたディスクドライブに記録され
る。ここで、ストリップトアクロスとは、ディスクドラ
イブの記録領域がブロック単位のストリッピングサイズ
で多数に分けられ、データがディスクドライブに記録さ
れる時にはストリッピングサイズだけのデータがそれぞ
れのディスクドライブに交差するように記録されること
を意味する。ＲＡＩＤレベル４はデータのフェイル時に
復元可能であり、読出し性能はＲＡＩＤレベル１と同様
である。しかし書込み性能は、パリティ情報を特別に設
けられたディスクドライブに供給しなければならないた
め、ボトルネック現象が発生してシングルディスクドラ
イブに比べて著しく低下する。
【００１３】ＲＡＩＤレベル５：ＲＡＩＤレベル４の書
込み性能改善を目的にＲＡＩＤレベル５は設定された。
ＲＡＩＤレベル５におけるデータはディスクアレイ内の
各ディスクドライブにストリップトアクロスされ、パリ
ティデータも書込み時にボトルネック現象を無くすため
に全てのドライブに分散記録される。ＲＡＩＤレベル５
ではデータ書込み時にパリティを再び計算するために全
ドライブから書込まれたデータを読出さなければならな
いので、速度は依然としてＲＡＩＤレベル４並みに遅
い。しかし、データ同時入出力伝送処理が可能であり、
フェイルが発生したディスクドライブのデータを復元す
ることができる。また、ロングデータ記録に効果的であ
り、もしアプリケーションプログラムをデータ読出しに
多くの比重を置くようにするか、或いはアレイデザイン
(array design)を書込み性能向上のために改善すれば、
ショートデータの書込みにも高い性能を得ることができ
る。尚、ＲＡＩＤレベル５はノンアレイデバイスに比べ
て価格面で非常に効果的である。
込み性能改善を目的にＲＡＩＤレベル５は設定された。
ＲＡＩＤレベル５におけるデータはディスクアレイ内の
各ディスクドライブにストリップトアクロスされ、パリ
ティデータも書込み時にボトルネック現象を無くすため
に全てのドライブに分散記録される。ＲＡＩＤレベル５
ではデータ書込み時にパリティを再び計算するために全
ドライブから書込まれたデータを読出さなければならな
いので、速度は依然としてＲＡＩＤレベル４並みに遅
い。しかし、データ同時入出力伝送処理が可能であり、
フェイルが発生したディスクドライブのデータを復元す
ることができる。また、ロングデータ記録に効果的であ
り、もしアプリケーションプログラムをデータ読出しに
多くの比重を置くようにするか、或いはアレイデザイン
(array design)を書込み性能向上のために改善すれば、
ショートデータの書込みにも高い性能を得ることができ
る。尚、ＲＡＩＤレベル５はノンアレイデバイスに比べ
て価格面で非常に効果的である。
【００１４】ＲＡＩＤレベル５の構造は、ディスクアレ
イを構成している一つのディスクドライブにフェイルが
生じてもデータの損失をもたらさないようになっている
が、ドライブの故障時に、すぐに復元作業が行われない
場合にはフェイルが誘発される恐れがあり、それにより
データが損失されることがある。従って、ＲＡＩＤレベ
ル５の構造ではデータの損失を防止するために、オンラ
イン予備ディスクドライブ(on-line spare disk drive,
or hot-spare disk drive)も設けられている。
イを構成している一つのディスクドライブにフェイルが
生じてもデータの損失をもたらさないようになっている
が、ドライブの故障時に、すぐに復元作業が行われない
場合にはフェイルが誘発される恐れがあり、それにより
データが損失されることがある。従って、ＲＡＩＤレベ
ル５の構造ではデータの損失を防止するために、オンラ
イン予備ディスクドライブ(on-line spare disk drive,
or hot-spare disk drive)も設けられている。
【００１５】図３は、ＲＡＩＤレベル５のディスクアレ
イの一例を示す。このＲＡＩＤレベル５のディスクアレ
イは、データを記録する５つのディスクドライブ（以
下、“データドライブ”とする）Ｓ１〜Ｓ５と一つの予
備ディスクドライブ（以下、“予備ドライブ”とする）
ＳＰで構成されている。各ドライブは、記録領域がｎ個
のブロックＢＬＫ０〜ＢＬＫｎ−１に分割されており、
各ブロックの大きさはストリッピングサイズと呼ばれ、
通常５１２バイトである。データはデータドライブＳ１
〜Ｓ５の１番目のブロックＢＬＫ０に順次記録され、１
番目のブロックＢＬＫ０に全て記録されると、２番目の
ブロックＢＬＫ１に順次記録される。つまり、次のよう
に記録領域を使う。ドライブＳ１のブロックＢＬＫ０→
ドライブＳ２のブロックＢＬＫ０ → … → ドライ
ブＳ５のブロックＢＬＫ０→ドライブＳ１のブロックＢ
ＬＫ１→ドライブＳ２のブロックＢＬＫ１ → … →
ドライブＳ５のブロックＢＬＫｎ−１。
イの一例を示す。このＲＡＩＤレベル５のディスクアレ
イは、データを記録する５つのディスクドライブ（以
下、“データドライブ”とする）Ｓ１〜Ｓ５と一つの予
備ディスクドライブ（以下、“予備ドライブ”とする）
ＳＰで構成されている。各ドライブは、記録領域がｎ個
のブロックＢＬＫ０〜ＢＬＫｎ−１に分割されており、
各ブロックの大きさはストリッピングサイズと呼ばれ、
通常５１２バイトである。データはデータドライブＳ１
〜Ｓ５の１番目のブロックＢＬＫ０に順次記録され、１
番目のブロックＢＬＫ０に全て記録されると、２番目の
ブロックＢＬＫ１に順次記録される。つまり、次のよう
に記録領域を使う。ドライブＳ１のブロックＢＬＫ０→
ドライブＳ２のブロックＢＬＫ０ → … → ドライ
ブＳ５のブロックＢＬＫ０→ドライブＳ１のブロックＢ
ＬＫ１→ドライブＳ２のブロックＢＬＫ１ → … →
ドライブＳ５のブロックＢＬＫｎ−１。
【００１６】データがデータドライブＳ１〜Ｓ５に記録
される時には、パリティデータも各データドライブに分
散して記録される。図３において、データドライブの一
番目のブロックＢＬＫ０で丸印の付けられたデータがパ
リティデータである。図３に示すパリティデータにおい
て、第１データドライブＳ１では１番目のビット、第２
データドライブＳ２では２番目のビット、第３データド
ライブＳ３では３番目のビット、…と順に分散記録され
る。
される時には、パリティデータも各データドライブに分
散して記録される。図３において、データドライブの一
番目のブロックＢＬＫ０で丸印の付けられたデータがパ
リティデータである。図３に示すパリティデータにおい
て、第１データドライブＳ１では１番目のビット、第２
データドライブＳ２では２番目のビット、第３データド
ライブＳ３では３番目のビット、…と順に分散記録され
る。
【００１７】各データドライブＳ１〜Ｓ５に分散記録さ
れたパリティデータをｋ番目に入れるとすると、そのパ
リティデータは記録されたドライブ以外のドライブのｋ
番目のデータの排他的論理和（ＸＯＲ）によって生成さ
れる。図４を用いて説明すると、１番目のビットデータ
のうち、パリティデータ“１”は第１データドライブＳ
１にあり、第１データドライブＳ１以外のデータドライ
ブＳ２〜Ｓ５の１番目のビットデータのＸＯＲによって
求められる。２番目のビットデータのうち、パリティデ
ータ“０”は第２データドライブＳ２にあり、第２デー
タドライブＳ２以外のデータドライブＳ１、Ｓ３〜Ｓ５
の２番目のビットデータのＸＯＲによって求められる。
３、４、５番目のパリティデータも同様にして生成、配
置される。数式で表すと以下の式になる。
れたパリティデータをｋ番目に入れるとすると、そのパ
リティデータは記録されたドライブ以外のドライブのｋ
番目のデータの排他的論理和（ＸＯＲ）によって生成さ
れる。図４を用いて説明すると、１番目のビットデータ
のうち、パリティデータ“１”は第１データドライブＳ
１にあり、第１データドライブＳ１以外のデータドライ
ブＳ２〜Ｓ５の１番目のビットデータのＸＯＲによって
求められる。２番目のビットデータのうち、パリティデ
ータ“０”は第２データドライブＳ２にあり、第２デー
タドライブＳ２以外のデータドライブＳ１、Ｓ３〜Ｓ５
の２番目のビットデータのＸＯＲによって求められる。
３、４、５番目のパリティデータも同様にして生成、配
置される。数式で表すと以下の式になる。
【数１】Ｓ１のパリティデータ＝Ｓ２XOR Ｓ３XOR Ｓ４
XOR Ｓ５＝１XOR ０XOR １XOR１＝１ Ｓ２のパリティデータ＝Ｓ１XOR Ｓ３XOR Ｓ４XOR Ｓ５
＝１XOR ０XOR １XOR０＝０ Ｓ３のパリティデータ＝Ｓ１XOR Ｓ２XOR Ｓ４XOR Ｓ５
＝０XOR １XOR ０XOR１＝０ Ｓ４のパリティデータ＝Ｓ１XOR Ｓ２XOR Ｓ３XOR Ｓ５
＝１XOR １XOR １XOR０＝１ Ｓ５のパリティデータ＝Ｓ１XOR Ｓ２XOR Ｓ３XOR Ｓ４
＝０XOR ０XOR ０XOR１＝１
XOR Ｓ５＝１XOR ０XOR １XOR１＝１ Ｓ２のパリティデータ＝Ｓ１XOR Ｓ３XOR Ｓ４XOR Ｓ５
＝１XOR ０XOR １XOR０＝０ Ｓ３のパリティデータ＝Ｓ１XOR Ｓ２XOR Ｓ４XOR Ｓ５
＝０XOR １XOR ０XOR１＝０ Ｓ４のパリティデータ＝Ｓ１XOR Ｓ２XOR Ｓ３XOR Ｓ５
＝１XOR １XOR １XOR０＝１ Ｓ５のパリティデータ＝Ｓ１XOR Ｓ２XOR Ｓ３XOR Ｓ４
＝０XOR ０XOR ０XOR１＝１
【００１８】予備ドライブＳＰは正常動作時は待機して
おり、データドライブが故障すると、故障したデータド
ライブの代わりに用いられる。もしデータドライブＳ１
が故障すると、ディスクアレイコントローラは残りのデ
ータドライブＳ２〜Ｓ５のデータをＸＯＲしてデータド
ライブＳ１のデータを復元し、復元されたデータを予備
ドライブＳＰに記録する。予備ドライブＳＰはディスク
アレイが正常動作時には用いられずに待機しているだけ
なので、装置の効率的な利用が出来ない。これは、ＲＡ
ＩＤサブシステムの性能を低下させる要因となる。
おり、データドライブが故障すると、故障したデータド
ライブの代わりに用いられる。もしデータドライブＳ１
が故障すると、ディスクアレイコントローラは残りのデ
ータドライブＳ２〜Ｓ５のデータをＸＯＲしてデータド
ライブＳ１のデータを復元し、復元されたデータを予備
ドライブＳＰに記録する。予備ドライブＳＰはディスク
アレイが正常動作時には用いられずに待機しているだけ
なので、装置の効率的な利用が出来ない。これは、ＲＡ
ＩＤサブシステムの性能を低下させる要因となる。
【００１９】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、装置
を有効に活用し、ＲＡＩＤサブシステムの全体的な性能
向上を実現する方法の提供にある。
を有効に活用し、ＲＡＩＤサブシステムの全体的な性能
向上を実現する方法の提供にある。
【００２０】
【課題を解決するための手段】このような目的を達成す
るために本発明では、ＲＡＩＤサブシステムのようにデ
ータを分散記録した多数のデータディスクドライブから
なるディスクアレイを持つ大容量記憶装置において、デ
ータディスクドライブの故障時用の予備ディスクドライ
ブと、パリティデータ記録用のパリティディスクドライ
ブと、を備えることを特徴とする。
るために本発明では、ＲＡＩＤサブシステムのようにデ
ータを分散記録した多数のデータディスクドライブから
なるディスクアレイを持つ大容量記憶装置において、デ
ータディスクドライブの故障時用の予備ディスクドライ
ブと、パリティデータ記録用のパリティディスクドライ
ブと、を備えることを特徴とする。
【００２１】この装置の初期化には、ディスクアレイ内
のディスクドライブを中間シリンダから上位ブロックと
下位ブロックに分け、予備ディスクドライブ以外のディ
スクドライブを２つの小パリティグループに分ける第１
過程と、データディスクドライブのデータからパリティ
データを演算して、上位ブロックのパリティデータはパ
リティディスクドライブの上位ブロックへ、データディ
スクドライブの下位ブロックのパリティデータは予備デ
ィスクドライブの上位ブロックへ、それぞれ記録する第
２過程と、パリティディスクドライブを含む側の小パリ
ティグループは、該小パリティグループ内のデータディ
スクドライブのデータからパリティデータを演算し、上
位ブロックのパリティデータを予備ディスクドライブの
下位ブロックへ、下位ブロックのパリティデータをパリ
ティディスクドライブの下位ブロックへ、それぞれ記録
する第３過程と、が遂行される。
のディスクドライブを中間シリンダから上位ブロックと
下位ブロックに分け、予備ディスクドライブ以外のディ
スクドライブを２つの小パリティグループに分ける第１
過程と、データディスクドライブのデータからパリティ
データを演算して、上位ブロックのパリティデータはパ
リティディスクドライブの上位ブロックへ、データディ
スクドライブの下位ブロックのパリティデータは予備デ
ィスクドライブの上位ブロックへ、それぞれ記録する第
２過程と、パリティディスクドライブを含む側の小パリ
ティグループは、該小パリティグループ内のデータディ
スクドライブのデータからパリティデータを演算し、上
位ブロックのパリティデータを予備ディスクドライブの
下位ブロックへ、下位ブロックのパリティデータをパリ
ティディスクドライブの下位ブロックへ、それぞれ記録
する第３過程と、が遂行される。
【００２２】書込み動作時には、書込まれたデータディ
スクドライブ以外のデータディスクドライブのデータと
パリティデータを演算し、その演算結果と新しく書込ま
れたデータを演算して新しいパリティデータを算出し
て、上位ブロックパリティデータならパリティディスク
ドライブの上位ブロックへ、下位ブロックのパリティデ
ータなら予備ディスクドライブの上位ブロックへ、それ
ぞれ記録する。また、パリティディスクドライブを含む
小パリティグループのデータディスクドライブに対し書
込み動作を行うときは、小パリティグループ内の書込ま
れたデータディスクドライブ以外のデータディスクドラ
イブのデータとパリティデータを演算し、その演算結果
と新しく書込まれたデータを演算して新しいパリティデ
ータを算出して、上位ブロックのパリティデータを予備
ディスクドライブの下位ブロックへ、下位ブロックのパ
リティデータをパリティディスクドライブの下位ブロッ
クへ、それぞれ記録する。
スクドライブ以外のデータディスクドライブのデータと
パリティデータを演算し、その演算結果と新しく書込ま
れたデータを演算して新しいパリティデータを算出し
て、上位ブロックパリティデータならパリティディスク
ドライブの上位ブロックへ、下位ブロックのパリティデ
ータなら予備ディスクドライブの上位ブロックへ、それ
ぞれ記録する。また、パリティディスクドライブを含む
小パリティグループのデータディスクドライブに対し書
込み動作を行うときは、小パリティグループ内の書込ま
れたデータディスクドライブ以外のデータディスクドラ
イブのデータとパリティデータを演算し、その演算結果
と新しく書込まれたデータを演算して新しいパリティデ
ータを算出して、上位ブロックのパリティデータを予備
ディスクドライブの下位ブロックへ、下位ブロックのパ
リティデータをパリティディスクドライブの下位ブロッ
クへ、それぞれ記録する。
【００２３】パリティデータ算出のための演算は排他的
論理和を行う。
論理和を行う。
【００２４】１つのデータディスクドライブにフェイル
が発生した時、予備ディスクドライブにフェイルしたデ
ータを復元する第１過程と、予備ディスクドライブをフ
ェイルしたデータディスクドライブの代わりにデータデ
ィスクドライブに設定し、フェイルしたデータディスク
ドライブを予備ディスクドライブに設定する第２過程
と、によりデータを復元する。各小パリティグループ当
たり１つのデータディスクにフェイルが発生した時、パ
リティディスクドライブを含む小パリティグループ内の
フェイルしたデータディスクドライブを予備ディスクド
ライブへ復元する第１過程と、フェイルの発生していな
い全てのドライブを用いて残りのフェイルしたデータデ
ィスクドライブをパリティディスクドライブへ復元する
第２過程と、予備ディスクドライブとパリティディスク
ドライブをデータディスクドライブに設定し、フェイル
したデータディスクドライブをそれぞれ予備ディスクド
ライブとパリティディスクドライブに設定する第３過程
と、によりデータを復元する。パリティディスクドライ
ブと予備ディスクドライブのどちらか１つにフェイルが
発生した時、データディスクドライブのデータからパリ
ティデータを再演算して復元する。パリティディスクド
ライブを含む小パリティグループ内の１つのデータディ
スクドライブと予備ディスクドライブにそれぞれフェイ
ルが発生した時、フェイルしていない他の全てのディス
クドライブからフェイルしたデータディスクドライブの
データを復元してパリティディスクドライブの上位ブロ
ックに書込む第１過程と、パリティディスクドライブを
含む小パリティグループ内のフェイルしていなデータデ
ィスクドライブとパリティディスクドライブから予備デ
ィスクドライブのデータを復元する第２過程と、パリテ
ィディスクドライブをデータディスクドライブに設定
し、フェイルしたデータディスクドライブをパリティデ
ィスクドライブに設定する第３過程と、によりデータを
復元する。
が発生した時、予備ディスクドライブにフェイルしたデ
ータを復元する第１過程と、予備ディスクドライブをフ
ェイルしたデータディスクドライブの代わりにデータデ
ィスクドライブに設定し、フェイルしたデータディスク
ドライブを予備ディスクドライブに設定する第２過程
と、によりデータを復元する。各小パリティグループ当
たり１つのデータディスクにフェイルが発生した時、パ
リティディスクドライブを含む小パリティグループ内の
フェイルしたデータディスクドライブを予備ディスクド
ライブへ復元する第１過程と、フェイルの発生していな
い全てのドライブを用いて残りのフェイルしたデータデ
ィスクドライブをパリティディスクドライブへ復元する
第２過程と、予備ディスクドライブとパリティディスク
ドライブをデータディスクドライブに設定し、フェイル
したデータディスクドライブをそれぞれ予備ディスクド
ライブとパリティディスクドライブに設定する第３過程
と、によりデータを復元する。パリティディスクドライ
ブと予備ディスクドライブのどちらか１つにフェイルが
発生した時、データディスクドライブのデータからパリ
ティデータを再演算して復元する。パリティディスクド
ライブを含む小パリティグループ内の１つのデータディ
スクドライブと予備ディスクドライブにそれぞれフェイ
ルが発生した時、フェイルしていない他の全てのディス
クドライブからフェイルしたデータディスクドライブの
データを復元してパリティディスクドライブの上位ブロ
ックに書込む第１過程と、パリティディスクドライブを
含む小パリティグループ内のフェイルしていなデータデ
ィスクドライブとパリティディスクドライブから予備デ
ィスクドライブのデータを復元する第２過程と、パリテ
ィディスクドライブをデータディスクドライブに設定
し、フェイルしたデータディスクドライブをパリティデ
ィスクドライブに設定する第３過程と、によりデータを
復元する。
【００２５】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施形態を添付の
図面を参照して詳細に説明する。本発明の実施形態で
は、多数のディスクドライブから構成されるディスクア
レイをＲＡＩＤレベル４とＲＡＩＤレベル５の構造を合
わせた構造とする。即ち、ＲＡＩＤレベル４の構造で使
用するパリティドライブとＲＡＩＤレベル５の構造で使
用する予備ドライブを多数のデータドライブと共に使用
する。
図面を参照して詳細に説明する。本発明の実施形態で
は、多数のディスクドライブから構成されるディスクア
レイをＲＡＩＤレベル４とＲＡＩＤレベル５の構造を合
わせた構造とする。即ち、ＲＡＩＤレベル４の構造で使
用するパリティドライブとＲＡＩＤレベル５の構造で使
用する予備ドライブを多数のデータドライブと共に使用
する。
【００２６】図５は、本発明のＲＡＩＤサブシステムの
ブロック構成図である。同図を参照すると、ディスクア
レイコントローラ４はホストシステム２と、ディスクア
レイ６の間に接続される。ディスクアレイコントローラ
４はディスクアレイ６の各ディスクドライブにデータを
分散記録し、入出力を並列処理し、パリティデータを用
いて誤り発生時のデータ復元を制御する。特に本発明の
ディスクアレイコントローラ４の主要な動作は、分割パ
リティ予備ディスクの制御を行うものである。分割パリ
ティ予備ディスク制御は詳細に後述するが、初期化制御
モード部分、正常制御モード部分、そしてドライブフェ
イル時にデータを復元するデータ復元制御モード部分に
分けられる。ディスクアレイ６は、４つのデータドライ
ブＳ１〜Ｓ４と、１個のパリティドライブＰＲと、予備
ディスクドライブＳＰで構成される。ディスクアレイ６
のディスクドライブＳ１〜Ｓ４、ＰＲ、ＳＰは該当の記
録領域がストリッピングサイズ（例えば、５１２バイ
ト）のブロックに分けられている。
ブロック構成図である。同図を参照すると、ディスクア
レイコントローラ４はホストシステム２と、ディスクア
レイ６の間に接続される。ディスクアレイコントローラ
４はディスクアレイ６の各ディスクドライブにデータを
分散記録し、入出力を並列処理し、パリティデータを用
いて誤り発生時のデータ復元を制御する。特に本発明の
ディスクアレイコントローラ４の主要な動作は、分割パ
リティ予備ディスクの制御を行うものである。分割パリ
ティ予備ディスク制御は詳細に後述するが、初期化制御
モード部分、正常制御モード部分、そしてドライブフェ
イル時にデータを復元するデータ復元制御モード部分に
分けられる。ディスクアレイ６は、４つのデータドライ
ブＳ１〜Ｓ４と、１個のパリティドライブＰＲと、予備
ディスクドライブＳＰで構成される。ディスクアレイ６
のディスクドライブＳ１〜Ｓ４、ＰＲ、ＳＰは該当の記
録領域がストリッピングサイズ（例えば、５１２バイ
ト）のブロックに分けられている。
【００２７】次に、初期化制御モード、正常動作モー
ド、及びデータ復元制御モードに対する動作を詳細に説
明する。
ド、及びデータ復元制御モードに対する動作を詳細に説
明する。
【００２８】初期化制御モードでは、各ディスクドライ
ブＳ１〜Ｓ４、ＰＲ、ＳＰはディスクアレイコントロー
ラ４の初期化制御時に小パリティグループに分けられ、
該当の記録領域が上位ブロックと下位ブロックに分けら
れる。これらの動作を、図６のフローチャート、図７の
ディスクアレイ６の状態図、図８のディスクドライブの
フォーマット図を用いて説明する。
ブＳ１〜Ｓ４、ＰＲ、ＳＰはディスクアレイコントロー
ラ４の初期化制御時に小パリティグループに分けられ、
該当の記録領域が上位ブロックと下位ブロックに分けら
れる。これらの動作を、図６のフローチャート、図７の
ディスクアレイ６の状態図、図８のディスクドライブの
フォーマット図を用いて説明する。
【００２９】図６によると初期化制御動作は、１００段
階でディスクアレイコントローラ４はホストシステム２
からシステム初期化命令を受けると１０２段階に進む。
ディスクアレイコントローラ４は１０２段階で初期化制
御機能をイネーブルし、分割オンフラグＳＯＦをセット
し、１０４段階に進む。１０４段階では、ディスクアレ
イ６を構成するディスクドライブの中間シリンダ値を求
めて上位ブロックと下位ブロックに分ける。図７、８を
参照すると、参照番号５０Ａ、５２Ａ、５４Ａ、５６
Ａ、５８Ａ、６０Ａが該当ディスクドライブの上位ブロ
ックであり、参照番号５０Ｂ、５２Ｂ、５４Ｂ、５６
Ｂ、５８Ｂ、６０Ｂが該当ディスクドライブの下位ブロ
ックを表している。図８のデータドライブＳ１〜Ｓ４を
みれば、上位、下位ブロックがそれぞれブロック単位
（１ＢＬＫ）に分けられており、そのブロックデータＵ
ＢＤ＿０、ＵＢＤ＿１、… 、ＵＢＤ＿ｍ及びＬＢＤ＿
０、ＬＤＢ１、…、ＬＢＤ＿ｍがストリップトアクロス
されている。ここで、ブロックデータとは単位ブロック
（例えば、５１２バイトサイズ）に記録されたデータを
総称する言葉である。
階でディスクアレイコントローラ４はホストシステム２
からシステム初期化命令を受けると１０２段階に進む。
ディスクアレイコントローラ４は１０２段階で初期化制
御機能をイネーブルし、分割オンフラグＳＯＦをセット
し、１０４段階に進む。１０４段階では、ディスクアレ
イ６を構成するディスクドライブの中間シリンダ値を求
めて上位ブロックと下位ブロックに分ける。図７、８を
参照すると、参照番号５０Ａ、５２Ａ、５４Ａ、５６
Ａ、５８Ａ、６０Ａが該当ディスクドライブの上位ブロ
ックであり、参照番号５０Ｂ、５２Ｂ、５４Ｂ、５６
Ｂ、５８Ｂ、６０Ｂが該当ディスクドライブの下位ブロ
ックを表している。図８のデータドライブＳ１〜Ｓ４を
みれば、上位、下位ブロックがそれぞれブロック単位
（１ＢＬＫ）に分けられており、そのブロックデータＵ
ＢＤ＿０、ＵＢＤ＿１、… 、ＵＢＤ＿ｍ及びＬＢＤ＿
０、ＬＤＢ１、…、ＬＢＤ＿ｍがストリップトアクロス
されている。ここで、ブロックデータとは単位ブロック
（例えば、５１２バイトサイズ）に記録されたデータを
総称する言葉である。
【００３０】図６に戻りフローを説明すると、ディスク
アレイコントローラ４は１０４段階後に１０６段階に進
み、ディスクアレイ６内の予備ドライブＳＰの状態をチ
ェックして１０８段階に進む。チェック結果に異常があ
れば１０８段階で検出して１１０段階に進んでホストシ
ステム２へエラー通報をし、異常が無ければ１１２段階
に進む。１１２段階では、パリティドライブＰＲの下位
ブロック５８Ｂに記録されている下位ブロックパリティ
データＬＰＲを予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａ
にコピーする。パリティドライブＰＲに記録されたパリ
ティデータはデータドライブＳ１〜Ｓ４のデータをＸＯ
Ｒして算出した値である。
アレイコントローラ４は１０４段階後に１０６段階に進
み、ディスクアレイ６内の予備ドライブＳＰの状態をチ
ェックして１０８段階に進む。チェック結果に異常があ
れば１０８段階で検出して１１０段階に進んでホストシ
ステム２へエラー通報をし、異常が無ければ１１２段階
に進む。１１２段階では、パリティドライブＰＲの下位
ブロック５８Ｂに記録されている下位ブロックパリティ
データＬＰＲを予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａ
にコピーする。パリティドライブＰＲに記録されたパリ
ティデータはデータドライブＳ１〜Ｓ４のデータをＸＯ
Ｒして算出した値である。
【００３１】図７では、ドライブＳ１〜Ｓ４の上位ブロ
ックデータＵＢＤ（▲で表示）をＸＯＲして上位ブロッ
クパリティデータＵＰＲ（▲で表示）を生成し、パリテ
ィドライブＰＲの上位ブロック５８Ａに記録している。
又、ドライブＳ１〜Ｓ４の下位ブロックデータＬＢＤ
（■で表示）をＸＯＲして下位ブロックパリティデータ
ＬＰＲ（■で表示）を生成し、パリティドライブＰＲの
下位ブロック５８Ｂに記録している。この下位ブロック
パリティデータＬＰＲは、１１２段階で予備ドライブＳ
Ｐの上位ブロック６０Ａにコピーする。
ックデータＵＢＤ（▲で表示）をＸＯＲして上位ブロッ
クパリティデータＵＰＲ（▲で表示）を生成し、パリテ
ィドライブＰＲの上位ブロック５８Ａに記録している。
又、ドライブＳ１〜Ｓ４の下位ブロックデータＬＢＤ
（■で表示）をＸＯＲして下位ブロックパリティデータ
ＬＰＲ（■で表示）を生成し、パリティドライブＰＲの
下位ブロック５８Ｂに記録している。この下位ブロック
パリティデータＬＰＲは、１１２段階で予備ドライブＳ
Ｐの上位ブロック６０Ａにコピーする。
【００３２】ディスクアレイコントローラ４は１１４段
階で移動完了を判断し、完了したら１１６段階に進む。
１１６段階では予備ドライブＳＰを除いた残りのドライ
ブを２つの小パリティグループに分ける。図７では、デ
ータドライブＳ１、Ｓ２を第１パリティグループ３０、
データドライブＳ３、Ｓ４及びパリティドライブＰＲを
第２パリティグループ４０としている。
階で移動完了を判断し、完了したら１１６段階に進む。
１１６段階では予備ドライブＳＰを除いた残りのドライ
ブを２つの小パリティグループに分ける。図７では、デ
ータドライブＳ１、Ｓ２を第１パリティグループ３０、
データドライブＳ３、Ｓ４及びパリティドライブＰＲを
第２パリティグループ４０としている。
【００３３】ディスクアレイコントローラ４は１１８段
階に進んで、パリティドライブＰＲを含む小パリティグ
ループ、即ち第２パリティグループ４０のディスクドラ
イブＳ３、Ｓ４、ＰＲの上位ブロックデータＵＢＤ、Ｕ
ＰＲ（○で表示）を用いて小グループ上位ブロックパリ
ティデータＧＵＰＲを生成し、１２０段階で予備ドライ
ブＳＰの下位ブロック６０Ｂに書込む。その後、ディス
クアレイコントローラ４は１２２段階で書込みが完了し
たかを判断し、完了した場合は１２４段階に進む。
階に進んで、パリティドライブＰＲを含む小パリティグ
ループ、即ち第２パリティグループ４０のディスクドラ
イブＳ３、Ｓ４、ＰＲの上位ブロックデータＵＢＤ、Ｕ
ＰＲ（○で表示）を用いて小グループ上位ブロックパリ
ティデータＧＵＰＲを生成し、１２０段階で予備ドライ
ブＳＰの下位ブロック６０Ｂに書込む。その後、ディス
クアレイコントローラ４は１２２段階で書込みが完了し
たかを判断し、完了した場合は１２４段階に進む。
【００３４】ディスクアレイコントローラ４は１２４段
階で第２パリティグループ４０のディスクドライブＳ
３、Ｓ４、ＰＲの下位ブロックデータＬＢＤ、ＬＰＲ
（×で表示）を用いて小グループ下位ブロックパリティ
データＧＬＰＲを生成する。そして、１２６段階でパリ
ティドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂに小グループ下
位ブロックパリティデータＧＬＰＲを書込み、１２８段
階で書込みが完了したかを判断し、完了した場合は１３
０段階に進む。
階で第２パリティグループ４０のディスクドライブＳ
３、Ｓ４、ＰＲの下位ブロックデータＬＢＤ、ＬＰＲ
（×で表示）を用いて小グループ下位ブロックパリティ
データＧＬＰＲを生成する。そして、１２６段階でパリ
ティドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂに小グループ下
位ブロックパリティデータＧＬＰＲを書込み、１２８段
階で書込みが完了したかを判断し、完了した場合は１３
０段階に進む。
【００３５】１３０段階で、ディスクアレイコントロー
ラ４は初期化制御の開始時にセットした分割オンフラグ
ＳＯＦをリセットし、パリティ分割が完了したことを知
らせる分割パリティ予備フラグ（ＳＰＳＦ）をセットし
た後、１３２段階で正常動作モードに転換する。
ラ４は初期化制御の開始時にセットした分割オンフラグ
ＳＯＦをリセットし、パリティ分割が完了したことを知
らせる分割パリティ予備フラグ（ＳＰＳＦ）をセットし
た後、１３２段階で正常動作モードに転換する。
【００３６】初期化制御が完了した後のディスクアレイ
６は図７、８に示すように、パリティドライブＰＲの上
位ブロック５８Ａには上位ブロックパリティデータＵＰ
Ｒ、下位ブロック５８Ｂには小グループ下位ブロックパ
リティデータＧＬＰＲが記録されており、予備ドライブ
ＳＰの上位ブロック６０Ａには下位ブロックパリティデ
ータＬＰＲ、下位ブロック６０Ｂには小グループ上位ブ
ロックパリティデータＧＵＰＲが記録されている。次
に、初期化制御モード終了後の正常な状態での動作制御
を詳細に説明する。
６は図７、８に示すように、パリティドライブＰＲの上
位ブロック５８Ａには上位ブロックパリティデータＵＰ
Ｒ、下位ブロック５８Ｂには小グループ下位ブロックパ
リティデータＧＬＰＲが記録されており、予備ドライブ
ＳＰの上位ブロック６０Ａには下位ブロックパリティデ
ータＬＰＲ、下位ブロック６０Ｂには小グループ上位ブ
ロックパリティデータＧＵＰＲが記録されている。次
に、初期化制御モード終了後の正常な状態での動作制御
を詳細に説明する。
【００３７】本発明の正常動作モードとの比較のため
に、既存のＲＡＩＤレベル４における正常動作を図９
Ａ、Ｂを参照して説明する。ＲＡＩＤレベル４において
ディスクアレイコントローラはデータの読出し動作で、
図９Ａに示すように該当のデータドライブＳ２からデー
タＯＤを読出す。書込み動作では図９Ｂに示すように、
まず、新しいデータＮＤを該当のデータドライブＳ２に
書込む。その後、新しいデータＮＤに対するパリティデ
ータを生成するためにデータドライブＳ２を除いた残り
のディスクドライブ内の新しいデータＮＤの記録位置と
対応する記録位置からデータＯＤ、ＯＰを読出してＸＯ
ＲしてデータＥＸを生成し、データＥＸを新しいデータ
ＮＤとＸＯＲして新しいパリティデータＮＰを生成しパ
リティドライブＰＲに書込む。
に、既存のＲＡＩＤレベル４における正常動作を図９
Ａ、Ｂを参照して説明する。ＲＡＩＤレベル４において
ディスクアレイコントローラはデータの読出し動作で、
図９Ａに示すように該当のデータドライブＳ２からデー
タＯＤを読出す。書込み動作では図９Ｂに示すように、
まず、新しいデータＮＤを該当のデータドライブＳ２に
書込む。その後、新しいデータＮＤに対するパリティデ
ータを生成するためにデータドライブＳ２を除いた残り
のディスクドライブ内の新しいデータＮＤの記録位置と
対応する記録位置からデータＯＤ、ＯＰを読出してＸＯ
ＲしてデータＥＸを生成し、データＥＸを新しいデータ
ＮＤとＸＯＲして新しいパリティデータＮＰを生成しパ
リティドライブＰＲに書込む。
【００３８】これに対し、本発明の正常動作モードを図
１０Ａ、Ｂ、１１Ａ、Ｂを参照して説明する。
１０Ａ、Ｂ、１１Ａ、Ｂを参照して説明する。
【００３９】図１０Ａ、Ｂは、第１パリティグループ３
０にあるデータドライブＳ１、Ｓ２に対して行うデータ
読出／書込動作の説明図である。ディスクアレイコント
ローラ４はデータの読出し動作時、図１０Ａに示すよう
に、従来の方式と同様に該当のデータドライブＳ２から
データＯＤを読出す。読出し動作では第２パリティグル
ープ４０に対しても同様の動作になる。
０にあるデータドライブＳ１、Ｓ２に対して行うデータ
読出／書込動作の説明図である。ディスクアレイコント
ローラ４はデータの読出し動作時、図１０Ａに示すよう
に、従来の方式と同様に該当のデータドライブＳ２から
データＯＤを読出す。読出し動作では第２パリティグル
ープ４０に対しても同様の動作になる。
【００４０】書込み動作では図１０Ｂに示すように、ま
ず新しいデータＮＤを該当のデータドライブ、例えばＳ
２に書込む。その後、新しいデータＮＤに対するパリテ
ィデータを生成するためにデータドライブＳ２を除いた
データドライブの、新しいデータＮＤの記録位置に対応
する記録位置のデータＯＤを読出す。もし読出されたデ
ータＯＤの記録位置が上位ブロックであれば、データが
上位ブロックデータＵＢＤなので、ディスクアレイコン
トローラ４は読出した上位ブロックデータＵＢＤを、パ
リティドライブＰＲの上位ブロック５８Ａから読出した
上位ブロックパリティデータＯ＿ＵＰＲとＸＯＲしてデ
ータＥＸ１を生成する。その後、データＥＸ１をデータ
ＮＤとＸＯＲして新しい上位ブロックパリティデータＮ
＿ＵＰＲを生成し、パリティドライブＰＲの上位ブロッ
ク５８Ａに書込む。
ず新しいデータＮＤを該当のデータドライブ、例えばＳ
２に書込む。その後、新しいデータＮＤに対するパリテ
ィデータを生成するためにデータドライブＳ２を除いた
データドライブの、新しいデータＮＤの記録位置に対応
する記録位置のデータＯＤを読出す。もし読出されたデ
ータＯＤの記録位置が上位ブロックであれば、データが
上位ブロックデータＵＢＤなので、ディスクアレイコン
トローラ４は読出した上位ブロックデータＵＢＤを、パ
リティドライブＰＲの上位ブロック５８Ａから読出した
上位ブロックパリティデータＯ＿ＵＰＲとＸＯＲしてデ
ータＥＸ１を生成する。その後、データＥＸ１をデータ
ＮＤとＸＯＲして新しい上位ブロックパリティデータＮ
＿ＵＰＲを生成し、パリティドライブＰＲの上位ブロッ
ク５８Ａに書込む。
【００４１】一方、データドライブＳ１、Ｓ３、Ｓ４か
ら読出したデータＯＤの記録位置が下位ブロックであれ
ば、データが下位ブロックデータＬＢＤなので、ディス
クアレイコントローラ４は読出した下位ブロックデータ
ＬＢＤを予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａから読
出した下位ブロックパリティデータＯ＿ＬＰＲとＸＯＲ
してデータＥＸ２を生成する。その後、データＥＸ２を
データＮＤとＸＯＲして新しい下位ブロックパリティデ
ータＮ＿ＬＰＲを生成し、予備ドライブＳＰの上位ブロ
ック６０Ａに書込む。
ら読出したデータＯＤの記録位置が下位ブロックであれ
ば、データが下位ブロックデータＬＢＤなので、ディス
クアレイコントローラ４は読出した下位ブロックデータ
ＬＢＤを予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａから読
出した下位ブロックパリティデータＯ＿ＬＰＲとＸＯＲ
してデータＥＸ２を生成する。その後、データＥＸ２を
データＮＤとＸＯＲして新しい下位ブロックパリティデ
ータＮ＿ＬＰＲを生成し、予備ドライブＳＰの上位ブロ
ック６０Ａに書込む。
【００４２】もし書込み動作で新しいデータＮＤが第２
パリティグループ４０のデータドライブＳ３、Ｓ４のい
ずれかに書込まれると、図１１Ａ、Ｂに示すように動作
する。ここでは、データドライブＳ３に新しいデータＮ
Ｄが書込まれる場合の動作を示している。図１１Ａは図
１０Ｂと同様の動作を行い、パリティドライブＰＲ及び
予備ドライブＳＰの上位ブロックにそれぞれ書込まれて
いた上位ブロック（または下位ブロック）パリティデー
タを新しい上位ブロック（または下位ブロック）パリテ
ィデータＮ＿ＵＰＲ（またはＮ＿ＬＰＲ）に変更する。
更に、パリティドライブＰＲ及び予備ドライブＳＰの下
位ブロックにそれぞれ書込まれている小グループ下位ブ
ロックパリティデータＧＬＰＲ及び小グループ上位ブロ
ックパリティデータＧＵＰＲを新しい小グループ下位ブ
ロックパリティデータＮ＿ＧＬＰＲ及び小グループ上位
ブロックパリティデータＮ＿ＧＵＰＲに変更する。
パリティグループ４０のデータドライブＳ３、Ｓ４のい
ずれかに書込まれると、図１１Ａ、Ｂに示すように動作
する。ここでは、データドライブＳ３に新しいデータＮ
Ｄが書込まれる場合の動作を示している。図１１Ａは図
１０Ｂと同様の動作を行い、パリティドライブＰＲ及び
予備ドライブＳＰの上位ブロックにそれぞれ書込まれて
いた上位ブロック（または下位ブロック）パリティデー
タを新しい上位ブロック（または下位ブロック）パリテ
ィデータＮ＿ＵＰＲ（またはＮ＿ＬＰＲ）に変更する。
更に、パリティドライブＰＲ及び予備ドライブＳＰの下
位ブロックにそれぞれ書込まれている小グループ下位ブ
ロックパリティデータＧＬＰＲ及び小グループ上位ブロ
ックパリティデータＧＵＰＲを新しい小グループ下位ブ
ロックパリティデータＮ＿ＧＬＰＲ及び小グループ上位
ブロックパリティデータＮ＿ＧＵＰＲに変更する。
【００４３】次に、小グループ上位ブロック（または下
位ブロック）パリティデータＧＵＰＲ（ＧＬＰＲ）の変
更動作を図１１Ｂを参照して説明する。データドライブ
Ｓ３に記録された新しいデータＮＤに対するパリティデ
ータを生成するために、新しいデータＮＤとデータドラ
イブＳ４内のデータＮＤの記録位置に対応する記録位置
にあるデータＯＤをＸＯＲして、変更されたデータＧＥ
Ｘを生成する。
位ブロック）パリティデータＧＵＰＲ（ＧＬＰＲ）の変
更動作を図１１Ｂを参照して説明する。データドライブ
Ｓ３に記録された新しいデータＮＤに対するパリティデ
ータを生成するために、新しいデータＮＤとデータドラ
イブＳ４内のデータＮＤの記録位置に対応する記録位置
にあるデータＯＤをＸＯＲして、変更されたデータＧＥ
Ｘを生成する。
【００４４】ＮＤ及びＯＤの記録位置が上位ブロックで
あれば、変更されたデータＧＥＸが上位ブロックデータ
ＧＵＢＤなので、ディスクアレイコントローラ４は変更
された上位ブロックデータＧＵＢＤを、パリティドライ
ブＰＲの上位ブロック５８Ａから読出した上位ブロック
パリティデータＯ＿ＧＵＰＲとＸＯＲして新しい小グル
ープ上位ブロックパリティデータＮ＿ＧＵＰＲを生成し
て、予備ドライブＳＰの下位ブロックＧＯＢに書込む。
あれば、変更されたデータＧＥＸが上位ブロックデータ
ＧＵＢＤなので、ディスクアレイコントローラ４は変更
された上位ブロックデータＧＵＢＤを、パリティドライ
ブＰＲの上位ブロック５８Ａから読出した上位ブロック
パリティデータＯ＿ＧＵＰＲとＸＯＲして新しい小グル
ープ上位ブロックパリティデータＮ＿ＧＵＰＲを生成し
て、予備ドライブＳＰの下位ブロックＧＯＢに書込む。
【００４５】データＮＤ及びＯＤの記録位置が下位ブロ
ックであれば、変更されたデータＧＥＸは下位ブロック
データＧＬＢＤである。下位ブロックデータＧＬＢＤは
新しい小グループ下位ブロックパリティデータＮ＿ＧＬ
ＰＲを意味するので、ディスクアレイコントローラ４は
生成された小グループ下位ブロックパリティデータＮ＿
ＧＬＰＲをパリティドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂ
に書込む。
ックであれば、変更されたデータＧＥＸは下位ブロック
データＧＬＢＤである。下位ブロックデータＧＬＢＤは
新しい小グループ下位ブロックパリティデータＮ＿ＧＬ
ＰＲを意味するので、ディスクアレイコントローラ４は
生成された小グループ下位ブロックパリティデータＮ＿
ＧＬＰＲをパリティドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂ
に書込む。
【００４６】次に、ディスクアレイ６内の所定のディス
クドライブにフェイルが発生した場合のデータ復元モー
ド制御について説明する。ＲＡＩＤサブシステムの動作
中にディスクアレイ６内のディスクドライブに、データ
ドライブＳ１〜Ｓ４内の一つのデータドライブにフェイ
ルが発生した場合、各小パリティグループ当たり一つの
データドライブにフェイルが発生した場合、パリティド
ライブＰＲと予備ドライブＳＰのいずれか一つにフェイ
ルが発生した場合、第２パリティグループ４０内の一つ
のデータドライブと予備ドライブＳＰにそれぞれフェイ
ルが発生した場合、にはデータの復元が可能である。
クドライブにフェイルが発生した場合のデータ復元モー
ド制御について説明する。ＲＡＩＤサブシステムの動作
中にディスクアレイ６内のディスクドライブに、データ
ドライブＳ１〜Ｓ４内の一つのデータドライブにフェイ
ルが発生した場合、各小パリティグループ当たり一つの
データドライブにフェイルが発生した場合、パリティド
ライブＰＲと予備ドライブＳＰのいずれか一つにフェイ
ルが発生した場合、第２パリティグループ４０内の一つ
のデータドライブと予備ドライブＳＰにそれぞれフェイ
ルが発生した場合、にはデータの復元が可能である。
【００４７】データドライブＳ１〜Ｓ４内の一つのデー
タドライブにフェイルが発生した場合の復元過程を、デ
ィスクアレイ６内のデータドライブＳ１にフェイルが発
生した場合について説明する。データドライブＳ１にフ
ェイルが発生した時、データドライブＳ１のデータを記
録し得るように予備ドライブＳＰを設け、フェイルの発
生したＳ１のデータを復元して予備ドライブＳＰに記録
させる。図１２のフローチャートにより詳細に説明する
と以下のようになる。
タドライブにフェイルが発生した場合の復元過程を、デ
ィスクアレイ６内のデータドライブＳ１にフェイルが発
生した場合について説明する。データドライブＳ１にフ
ェイルが発生した時、データドライブＳ１のデータを記
録し得るように予備ドライブＳＰを設け、フェイルの発
生したＳ１のデータを復元して予備ドライブＳＰに記録
させる。図１２のフローチャートにより詳細に説明する
と以下のようになる。
【００４８】ディスクアレイコントローラ４は２００段
階でフェイルが発生したデータドライブＳ１を検出する
と、２０２段階で復元フラグＲＣＶＦをセットし、２０
４段階に進む。２０４段階で、ディスクアレイコントロ
ーラ４は予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａに記録
された下位ブロックパリティデータＬＰＲをパリティド
ライブＰＲの下位ブロック５８Ｂにコピーする。これに
より、予備ドライブＳＰにはデータドライブＳ１のデー
タを記録し得る記録領域が設けられる。
階でフェイルが発生したデータドライブＳ１を検出する
と、２０２段階で復元フラグＲＣＶＦをセットし、２０
４段階に進む。２０４段階で、ディスクアレイコントロ
ーラ４は予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａに記録
された下位ブロックパリティデータＬＰＲをパリティド
ライブＰＲの下位ブロック５８Ｂにコピーする。これに
より、予備ドライブＳＰにはデータドライブＳ１のデー
タを記録し得る記録領域が設けられる。
【００４９】その後、ディスクアレイコントローラ４は
２０６段階に進んでフェイルが発生していないデータド
ライブＳ２、Ｓ３、Ｓ４とパリティドライブＰＲのデー
タをＸＯＲして、フェイルが発生したデータドライブＳ
１のデータを復元する。その後、２０８段階で復元した
データを予備ドライブＳＰに書込む。２１０段階では書
込み完了を判断し、完了したなら２１２段階に進む。
２０６段階に進んでフェイルが発生していないデータド
ライブＳ２、Ｓ３、Ｓ４とパリティドライブＰＲのデー
タをＸＯＲして、フェイルが発生したデータドライブＳ
１のデータを復元する。その後、２０８段階で復元した
データを予備ドライブＳＰに書込む。２１０段階では書
込み完了を判断し、完了したなら２１２段階に進む。
【００５０】ディスクアレイコントローラ４は２１２段
階でデータドライブＳ１と予備ドライブＳＰを交換する
ようにドライブテーブルを再び構成する。その後、２１
４段階、２１６段階で分割パリティ予備フラグＳＰＳＦ
と復元フラグＲＣＶＦをリセットする。分割パリティ予
備フラグＳＰＳＦがリセットされるので、以後予備ドラ
イブＳＰを用いたパリティチェックは遂行しない。
階でデータドライブＳ１と予備ドライブＳＰを交換する
ようにドライブテーブルを再び構成する。その後、２１
４段階、２１６段階で分割パリティ予備フラグＳＰＳＦ
と復元フラグＲＣＶＦをリセットする。分割パリティ予
備フラグＳＰＳＦがリセットされるので、以後予備ドラ
イブＳＰを用いたパリティチェックは遂行しない。
【００５１】次に、各小パリティグループ当たり一つの
データドライブにフェイルが発生した場合のデータ復元
動作を、第１パリティグループ３０内のデータドライブ
Ｓ１と第２パリティグループ４０内のデータドライブＳ
３にフェイルが発生した場合で説明する。データドライ
ブＳ１、Ｓ３にフェイルが発生した時、データドライブ
Ｓ３のデータを記録し得るように予備ドライブＳＰを設
け、第２パリティグループ４０内のフェイルが発生して
いない残りのドライブと予備ドライブＳＰを用いてＳ３
のデータを復元して予備ドライブＳＰに記録し、次に、
フェイルが発生していない残りの全てのドライブ、即ち
データドライブＳ２、Ｓ４、パリティドライブＰＲ及び
復元されたＳ３のデータを記録している予備ドライブＳ
Ｐを用いてフェイルが発生したＳ１のデータを復元して
パリティドライブＰＲに記録する。図１３のフローチャ
ートにより詳細に説明すると以下のようになる。
データドライブにフェイルが発生した場合のデータ復元
動作を、第１パリティグループ３０内のデータドライブ
Ｓ１と第２パリティグループ４０内のデータドライブＳ
３にフェイルが発生した場合で説明する。データドライ
ブＳ１、Ｓ３にフェイルが発生した時、データドライブ
Ｓ３のデータを記録し得るように予備ドライブＳＰを設
け、第２パリティグループ４０内のフェイルが発生して
いない残りのドライブと予備ドライブＳＰを用いてＳ３
のデータを復元して予備ドライブＳＰに記録し、次に、
フェイルが発生していない残りの全てのドライブ、即ち
データドライブＳ２、Ｓ４、パリティドライブＰＲ及び
復元されたＳ３のデータを記録している予備ドライブＳ
Ｐを用いてフェイルが発生したＳ１のデータを復元して
パリティドライブＰＲに記録する。図１３のフローチャ
ートにより詳細に説明すると以下のようになる。
【００５２】ディスクアレイコントローラ４は、３００
段階で各パリティグループでフェイルが発生したデータ
ドライブＳ１及びＳ３を検出し、３０２段階と３０４段
階でで復元フラグＲＣＶＦと交替パリティフラグＲＰＰ
Ｆをセットする。３０６段階でディスクアレイコントロ
ーラ４は、予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａに記
録された下位ブロックパリティデータＬＰＲと、パリテ
ィドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂに記録された小グ
ループ下位ブロックパリティデータＧＬＰＲを交換す
る。その結果、パリティドライブＰＲの下位ブロック５
８Ｂには下位ブロックパリティデータＬＰＲが記録さ
れ、予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａには小グル
ープ下位ブロックパリティデータＧＬＰＲが記録され
る。その後、３０８段階で交替パリティフラグＲＰＰＦ
をリセットする。
段階で各パリティグループでフェイルが発生したデータ
ドライブＳ１及びＳ３を検出し、３０２段階と３０４段
階でで復元フラグＲＣＶＦと交替パリティフラグＲＰＰ
Ｆをセットする。３０６段階でディスクアレイコントロ
ーラ４は、予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａに記
録された下位ブロックパリティデータＬＰＲと、パリテ
ィドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂに記録された小グ
ループ下位ブロックパリティデータＧＬＰＲを交換す
る。その結果、パリティドライブＰＲの下位ブロック５
８Ｂには下位ブロックパリティデータＬＰＲが記録さ
れ、予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａには小グル
ープ下位ブロックパリティデータＧＬＰＲが記録され
る。その後、３０８段階で交替パリティフラグＲＰＰＦ
をリセットする。
【００５３】ディスクアレイコントローラ４は、３１０
段階で第２パリティグループ４０の中でフェイルが発生
していないデータドライブＳ４とパリティドライブＰ
Ｒ、及び予備ドライブＳＰのデータを用いて、データド
ライブＳ３のデータを復元する。つまり、データドライ
ブＳ４の上位ブロックデータＵＢＤ、パリティドライブ
ＰＲの上位ブロックパリティデータＵＰＲ、及び予備ド
ライブＳＰの下位ブロック６０Ｂに記録された小グルー
プ上位ブロックパリティデータＧＵＰＲをＸＯＲして、
フェイルが発生したデータドライブＳ３の上位ブロック
データを復元する。そして、データドライブＳ４の下位
ブロックデータＬＢＤ、予備ドライブＳＰの上位ブロッ
ク６０Ａに記録された小グループ下位ブロックパリティ
データＧＬＰＲをＸＯＲして、フェイルが発生したデー
タドライブＳ３の下位ブロックデータを復元する。その
後、ディスクアレイコントローラ４は３１２段階に進ん
で、復元されたデータを予備ドライブＳＰに書込む。３
１４段階では書込みが完了したかどうかを判断し、書込
みが完了した場合は３１６段階に進む。
段階で第２パリティグループ４０の中でフェイルが発生
していないデータドライブＳ４とパリティドライブＰ
Ｒ、及び予備ドライブＳＰのデータを用いて、データド
ライブＳ３のデータを復元する。つまり、データドライ
ブＳ４の上位ブロックデータＵＢＤ、パリティドライブ
ＰＲの上位ブロックパリティデータＵＰＲ、及び予備ド
ライブＳＰの下位ブロック６０Ｂに記録された小グルー
プ上位ブロックパリティデータＧＵＰＲをＸＯＲして、
フェイルが発生したデータドライブＳ３の上位ブロック
データを復元する。そして、データドライブＳ４の下位
ブロックデータＬＢＤ、予備ドライブＳＰの上位ブロッ
ク６０Ａに記録された小グループ下位ブロックパリティ
データＧＬＰＲをＸＯＲして、フェイルが発生したデー
タドライブＳ３の下位ブロックデータを復元する。その
後、ディスクアレイコントローラ４は３１２段階に進ん
で、復元されたデータを予備ドライブＳＰに書込む。３
１４段階では書込みが完了したかどうかを判断し、書込
みが完了した場合は３１６段階に進む。
【００５４】３１６段階で、ディスクアレイコントロー
ラ４は、フェイルが発生していないデータドライブＳ
２、Ｓ４と、復元されたデータを記録している予備ドラ
イブＳＰ及びパリティドライブＰＲのデータを用いて、
データドライブＳ１のデータを復元する。具体的には、
データドライブＳ２、Ｓ４の上位ブロックデータＵＢ
Ｄ、パリティドライブＰＲの上位ブロックパリティデー
タＵＰＲ、及び予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａ
に記録された復元したデータドライブＳ３の上位ブロッ
クデータをＸＯＲして、データドライブＳ１の上位ブロ
ックデータを復元する。そして、データドライブＳ２、
Ｓ４の下位ブロックデータＬＢＤ、パリティドライブＰ
Ｒの下位ブロックパリティデータＬＰＲ、及び予備ドラ
イブＳＰの下位ブロック６０Ｂに記録された復元したデ
ータドライブＳ３の下位ブロックデータをＸＯＲして、
データドライブＳ１の下位ブロックデータを復元する。
その後、ディスクアレイコントローラ４は３１８段階に
進んで、復元されたデータをパリティドライブＰＲに書
込む。３２０段階では書込みが完了したかを判断し、完
了した場合は３２２段階に進む。
ラ４は、フェイルが発生していないデータドライブＳ
２、Ｓ４と、復元されたデータを記録している予備ドラ
イブＳＰ及びパリティドライブＰＲのデータを用いて、
データドライブＳ１のデータを復元する。具体的には、
データドライブＳ２、Ｓ４の上位ブロックデータＵＢ
Ｄ、パリティドライブＰＲの上位ブロックパリティデー
タＵＰＲ、及び予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａ
に記録された復元したデータドライブＳ３の上位ブロッ
クデータをＸＯＲして、データドライブＳ１の上位ブロ
ックデータを復元する。そして、データドライブＳ２、
Ｓ４の下位ブロックデータＬＢＤ、パリティドライブＰ
Ｒの下位ブロックパリティデータＬＰＲ、及び予備ドラ
イブＳＰの下位ブロック６０Ｂに記録された復元したデ
ータドライブＳ３の下位ブロックデータをＸＯＲして、
データドライブＳ１の下位ブロックデータを復元する。
その後、ディスクアレイコントローラ４は３１８段階に
進んで、復元されたデータをパリティドライブＰＲに書
込む。３２０段階では書込みが完了したかを判断し、完
了した場合は３２２段階に進む。
【００５５】３２２段階でディスクアレイコントローラ
４は、データドライブＳ１とパリティドライブＰＲを、
データドライブＳ３と予備ドライブＳＰを交換するよう
にドライブテーブルを再構成する。その後、３２４段
階、３２６段階で分割パリティ予備フラグＳＰＳＦと復
元フラグＲＣＶＦをリセットする。分割パリティ予備フ
ラグＳＰＳＦがリセットされるので、以後はパリティド
ライブＰＲ及び予備ドライブＳＰを用いたパリティチェ
ックは遂行されない。
４は、データドライブＳ１とパリティドライブＰＲを、
データドライブＳ３と予備ドライブＳＰを交換するよう
にドライブテーブルを再構成する。その後、３２４段
階、３２６段階で分割パリティ予備フラグＳＰＳＦと復
元フラグＲＣＶＦをリセットする。分割パリティ予備フ
ラグＳＰＳＦがリセットされるので、以後はパリティド
ライブＰＲ及び予備ドライブＳＰを用いたパリティチェ
ックは遂行されない。
【００５６】次に、パリティドライブＰＲと予備ドライ
ブＳＰのいずれか一つにフェイルが発生した場合のデー
タ復元動作について説明する。まず、パリティドライブ
ＰＲにフェイルが発生した場合には、既に予備ドライブ
ＳＰの上位ブロック６０Ａには下位ブロックパリティデ
ータＬＰＲが記録されているので、データドライブＳ
１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４の上位ブロックデータＵＢＤを用
いてフェイルが発生した上位ブロックパリティデータＵ
ＰＲを復元し、予備ドライブＳＰに記録する。次に、予
備ドライブＳＰにフェイルが発生した時は、フェイルの
ある予備ドライブＳＰに記録された下位ブロックパリテ
ィデータＬＰＲだけフェイルが発生しているので、デー
タドライブＳ１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４の下位ブロックデー
タＬＢＤを用いてフェイルが発生した下位ブロックパリ
ティデータＬＰＲを復元し、パリティドライブＰＲに記
録させる。以下に図１４を用いて詳細に説明する。
ブＳＰのいずれか一つにフェイルが発生した場合のデー
タ復元動作について説明する。まず、パリティドライブ
ＰＲにフェイルが発生した場合には、既に予備ドライブ
ＳＰの上位ブロック６０Ａには下位ブロックパリティデ
ータＬＰＲが記録されているので、データドライブＳ
１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４の上位ブロックデータＵＢＤを用
いてフェイルが発生した上位ブロックパリティデータＵ
ＰＲを復元し、予備ドライブＳＰに記録する。次に、予
備ドライブＳＰにフェイルが発生した時は、フェイルの
ある予備ドライブＳＰに記録された下位ブロックパリテ
ィデータＬＰＲだけフェイルが発生しているので、デー
タドライブＳ１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４の下位ブロックデー
タＬＢＤを用いてフェイルが発生した下位ブロックパリ
ティデータＬＰＲを復元し、パリティドライブＰＲに記
録させる。以下に図１４を用いて詳細に説明する。
【００５７】ディスクアレイコントローラ４は４００段
階で各パリティグループからフェイルが発生したドライ
ブ（パリティドライブＰＲまたは予備ドライブＳＰ）を
検出すると、４０２段階で復元フラグＲＣＶＦをセット
し、４０４段階でパリティドライブＰＲにフェイルが発
生したか予備ドライブＳＰにフェイルが発生したかを判
断する。パリティドライブＰＲにフェイルが発生したと
きは、ディスクアレイコントローラ４は４０６段階〜４
１４段階に進み、予備ドライブＳＰにフェイルが発生し
たなら、４１６段階〜４２２段階に進む。
階で各パリティグループからフェイルが発生したドライ
ブ（パリティドライブＰＲまたは予備ドライブＳＰ）を
検出すると、４０２段階で復元フラグＲＣＶＦをセット
し、４０４段階でパリティドライブＰＲにフェイルが発
生したか予備ドライブＳＰにフェイルが発生したかを判
断する。パリティドライブＰＲにフェイルが発生したと
きは、ディスクアレイコントローラ４は４０６段階〜４
１４段階に進み、予備ドライブＳＰにフェイルが発生し
たなら、４１６段階〜４２２段階に進む。
【００５８】パリティドライブＰＲのフェイル時にディ
スクアレイコントローラ４は、４０６段階で予備ドライ
ブＳＰの上位ブロック６０Ａに記録された下位ブロック
パリティデータＬＰＲを下位ブロック６０Ｂへ移動す
る。その後、４０８段階でディスクアレイ６内の全ての
データドライブＳ１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４の上位ブロック
データＵＢＤをＸＯＲし、パリティドライブＰＲの上位
ブロックパリティデータＵＰＲを復元する。そして、４
１０段階では復元された上位ブロックパリティデータＵ
ＰＲを予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａに書込
む。４１２段階では書込み完了を判断し、完了したとき
は４１４段階に進む。４１４段階で、ディスクアレイコ
ントローラ４はパリティドライブＰＲを予備ドライブＳ
Ｐに再構成する。
スクアレイコントローラ４は、４０６段階で予備ドライ
ブＳＰの上位ブロック６０Ａに記録された下位ブロック
パリティデータＬＰＲを下位ブロック６０Ｂへ移動す
る。その後、４０８段階でディスクアレイ６内の全ての
データドライブＳ１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４の上位ブロック
データＵＢＤをＸＯＲし、パリティドライブＰＲの上位
ブロックパリティデータＵＰＲを復元する。そして、４
１０段階では復元された上位ブロックパリティデータＵ
ＰＲを予備ドライブＳＰの上位ブロック６０Ａに書込
む。４１２段階では書込み完了を判断し、完了したとき
は４１４段階に進む。４１４段階で、ディスクアレイコ
ントローラ４はパリティドライブＰＲを予備ドライブＳ
Ｐに再構成する。
【００５９】一方、予備ドライブＳＰのフェイル時にデ
ィスクアレイコントローラ４は、４１６段階でディスク
アレイ６内の全てのデータドライブＳ１、Ｓ２、Ｓ３、
Ｓ４内の下位ブロックデータＬＢＤをＸＯＲして、予備
ドライブＳＰのフェイル時に消えた下位ブロックパリテ
ィデータＬＰＲを復元する。そして、４１８段階では復
元された下位ブロックパリティデータＬＰＲをパリティ
ドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂに書込む。４２０段
階では書込みが完了したかどうかを判断し、完了した場
合は４２２段階に進む。４２２段階で、ディスクアレイ
コントローラ４は予備ドライブＳＰが使用されないよう
にドライブテーブルを再構成する。その後、ディスクア
レイコントローラ４は、４２４段階、４２６段階でで分
割パリティ予備フラグＳＰＳＦと復元フラグＲＣＶＦを
リセットする。
ィスクアレイコントローラ４は、４１６段階でディスク
アレイ６内の全てのデータドライブＳ１、Ｓ２、Ｓ３、
Ｓ４内の下位ブロックデータＬＢＤをＸＯＲして、予備
ドライブＳＰのフェイル時に消えた下位ブロックパリテ
ィデータＬＰＲを復元する。そして、４１８段階では復
元された下位ブロックパリティデータＬＰＲをパリティ
ドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂに書込む。４２０段
階では書込みが完了したかどうかを判断し、完了した場
合は４２２段階に進む。４２２段階で、ディスクアレイ
コントローラ４は予備ドライブＳＰが使用されないよう
にドライブテーブルを再構成する。その後、ディスクア
レイコントローラ４は、４２４段階、４２６段階でで分
割パリティ予備フラグＳＰＳＦと復元フラグＲＣＶＦを
リセットする。
【００６０】最後に、第２パリティグループ４０内の一
つのデータドライブと予備ドライブＳＰにフェイルが発
生した場合のデータ復元動作を説明する。下記の説明で
は、第２パリティグループ４０内でフェイルが発生した
データドライブをＳ３に仮定する。データドライブＳ３
及び予備ドライブＳＰにフェイルが発生した時、ディス
クアレイ６内のフェイルが発生していない全てのデータ
ドライブＳ１、Ｓ２、Ｓ４とパリティドライブＰＲの上
位ブロックデータＵＢＤ、ＵＰＲを用いてフェイルが発
生したデータドライブＳ３の上位ブロックデータを復元
して、パリティドライブＰＲの上位ブロック５８Ａに書
込み、第２パリティグループ４０内のフェイルが発生し
ていないデータドライブＳ４の下位ブロックデータＬＢ
ＤとパリティドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂに記録
された小グループ下位ブロックパリティデータＧＬＰＲ
を用いてフェイルが発生したデータドライブＳ３の下位
ブロックデータを復元して、パリティドライブＰＲの下
位ブロック５８Ｂに書込む。
つのデータドライブと予備ドライブＳＰにフェイルが発
生した場合のデータ復元動作を説明する。下記の説明で
は、第２パリティグループ４０内でフェイルが発生した
データドライブをＳ３に仮定する。データドライブＳ３
及び予備ドライブＳＰにフェイルが発生した時、ディス
クアレイ６内のフェイルが発生していない全てのデータ
ドライブＳ１、Ｓ２、Ｓ４とパリティドライブＰＲの上
位ブロックデータＵＢＤ、ＵＰＲを用いてフェイルが発
生したデータドライブＳ３の上位ブロックデータを復元
して、パリティドライブＰＲの上位ブロック５８Ａに書
込み、第２パリティグループ４０内のフェイルが発生し
ていないデータドライブＳ４の下位ブロックデータＬＢ
ＤとパリティドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂに記録
された小グループ下位ブロックパリティデータＧＬＰＲ
を用いてフェイルが発生したデータドライブＳ３の下位
ブロックデータを復元して、パリティドライブＰＲの下
位ブロック５８Ｂに書込む。
【００６１】図１５のフローチャートにより詳細に説明
すると、ディスクアレイコントローラ４は、５００段階
でフェイルが発生したデータドライブＳ３及びパリティ
ドライブＰＲを検出する。そして、５０２段階で復元フ
ラグＲＣＶＦをセットし、５０４段階に進む。５０４段
階でディスクアレイコントローラ４は、ディスクアレイ
６内のフェイルが発生していない全てのデータドライブ
Ｓ１、Ｓ２、Ｓ４とパリティドライブＰＲの上位ブロッ
クデータＵＢＤ、ＵＰＲをＸＯＲして、データドライブ
Ｓ３の上位ブロックデータを復元する。その後、５０６
段階に進んで復元されたデータドライブＳ３の上位ブロ
ックデータをパリティドライブＰＲの上位ブロック５８
Ａに書込む。ディスクアレイコントローラ４は５０８段
階で書込みが完了したかどうかを判断し、完了したとき
は５１０段階に進む。
すると、ディスクアレイコントローラ４は、５００段階
でフェイルが発生したデータドライブＳ３及びパリティ
ドライブＰＲを検出する。そして、５０２段階で復元フ
ラグＲＣＶＦをセットし、５０４段階に進む。５０４段
階でディスクアレイコントローラ４は、ディスクアレイ
６内のフェイルが発生していない全てのデータドライブ
Ｓ１、Ｓ２、Ｓ４とパリティドライブＰＲの上位ブロッ
クデータＵＢＤ、ＵＰＲをＸＯＲして、データドライブ
Ｓ３の上位ブロックデータを復元する。その後、５０６
段階に進んで復元されたデータドライブＳ３の上位ブロ
ックデータをパリティドライブＰＲの上位ブロック５８
Ａに書込む。ディスクアレイコントローラ４は５０８段
階で書込みが完了したかどうかを判断し、完了したとき
は５１０段階に進む。
【００６２】５１０段階でディスクアレイコントローラ
４は、第２パリティグループ４０内のフェイルが発生し
ていないデータドライブＳ４の下位ブロックデータＬＢ
ＤとパリティドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂに記録
された小グループ下位ブロックパリティデータＧＬＰＲ
をＸＯＲして、データドライブＳ３の下位ブロックデー
タを復元し、５１２段階に進んで復元されたデータをパ
リティドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂに書込む。デ
ィスクアレイコントローラ４は５１４段階で書込みが完
了したかどうかを判断し、完了したときは５１６段階に
進む。
４は、第２パリティグループ４０内のフェイルが発生し
ていないデータドライブＳ４の下位ブロックデータＬＢ
ＤとパリティドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂに記録
された小グループ下位ブロックパリティデータＧＬＰＲ
をＸＯＲして、データドライブＳ３の下位ブロックデー
タを復元し、５１２段階に進んで復元されたデータをパ
リティドライブＰＲの下位ブロック５８Ｂに書込む。デ
ィスクアレイコントローラ４は５１４段階で書込みが完
了したかどうかを判断し、完了したときは５１６段階に
進む。
【００６３】５１６段階でディスクアレイコントローラ
４はデータドライブＳ３とパリティドライブＰＲを交換
するようにドライブテーブルを再構成する。その後、５
１８段階、５２０段階で分割パリティ予備フラグＳＰＳ
Ｆと復元フラグＲＣＶＦをリセットする。分割パリティ
予備フラグＳＰＳＦがリセットされるので、以後はパリ
ティドライブＰＲ及び予備ドライブＳＰを用いたパリテ
ィチェックは遂行しない。
４はデータドライブＳ３とパリティドライブＰＲを交換
するようにドライブテーブルを再構成する。その後、５
１８段階、５２０段階で分割パリティ予備フラグＳＰＳ
Ｆと復元フラグＲＣＶＦをリセットする。分割パリティ
予備フラグＳＰＳＦがリセットされるので、以後はパリ
ティドライブＰＲ及び予備ドライブＳＰを用いたパリテ
ィチェックは遂行しない。
【００６４】
【発明の効果】以上のような本発明のＲＡＩＤシステム
の大容量記憶装置により、資源の効率的な活用が可能に
なり、既存のパリティディスクドライブの作業負荷を減
らしてシステムの全体的な性能が向上する。また、色々
なフェイルが発生してもデータの復元を可能にする。
の大容量記憶装置により、資源の効率的な活用が可能に
なり、既存のパリティディスクドライブの作業負荷を減
らしてシステムの全体的な性能が向上する。また、色々
なフェイルが発生してもデータの復元を可能にする。
【図１】ＲＡＩＤサブシステムの構成図。
【図２】図１のディスクアレイコントローラのブロック
構成図。
構成図。
【図３】ＲＡＩＤレベル５のディスクドライブのフォー
マット図。
マット図。
【図４】ＲＡＩＤレベル５のパリティデータの生成及び
配置方法の説明図。
配置方法の説明図。
【図５】本発明の実施形態のブロック構成図。
【図６】本発明の実施形態の初期化制御のフローチャー
ト。
ト。
【図７】図６の初期化制御によるディスクアレイ状態
図。
図。
【図８】図６の初期化制御による各ディスクドライブの
フォーマット図。
フォーマット図。
【図９】既存のＲＡＩＤレベル４の正常動作モードでの
分図Ａは読出し、分図Ｂは書込み動作の説明図。
分図Ａは読出し、分図Ｂは書込み動作の説明図。
【図１０】本発明の実施形態の第１パリティグループの
正常動作モードでの分図Ａは読出し、分図Ｂは書込み動
作の説明図。
正常動作モードでの分図Ａは読出し、分図Ｂは書込み動
作の説明図。
【図１１】本発明の実施形態の第２パリティグループの
正常動作モードでの分図Ａは書込み動作、分図Ｂは小パ
リティグループパリティデータ生成動作の説明図。
正常動作モードでの分図Ａは書込み動作、分図Ｂは小パ
リティグループパリティデータ生成動作の説明図。
【図１２】本発明の実施形態のデータ復元のフローチャ
ート。
ート。
【図１３】本発明の実施形態のデータ復元のフローチャ
ート。
ート。
【図１４】本発明の実施形態のデータ復元のフローチャ
ート。
ート。
【図１５】本発明の実施形態のデータ復元のフローチャ
ート。
ート。
Claims (9)
- 【請求項１】 データを分散記録した多数のデータディ
スクドライブから構成されるディスクアレイを持つ大容
量記憶装置において、 データディスクドライブの故障時用の予備ディスクドラ
イブと、パリティデータ記録用のパリティディスクドラ
イブと、を備えることを特徴とする大容量記憶装置。 - 【請求項２】 ディスクアレイ内のディスクドライブを
中間シリンダから上位ブロックと下位ブロックに分け、
予備ディスクドライブ以外のディスクドライブを２つの
小パリティグループに分ける第１過程と、データディス
クドライブのデータからパリティデータを演算して、上
位ブロックのパリティデータはパリティディスクドライ
ブの上位ブロックへ、データディスクドライブの下位ブ
ロックのパリティデータは予備ディスクドライブの上位
ブロックへ、それぞれ記録する第２過程と、パリティデ
ィスクドライブを含む側の小パリティグループは、該小
パリティグループ内のデータディスクドライブのデータ
からパリティデータを演算し、上位ブロックのパリティ
データを予備ディスクドライブの下位ブロックへ、下位
ブロックのパリティデータをパリティディスクドライブ
の下位ブロックへ、それぞれ記録する第３過程と、から
初期化過程が遂行される請求項１記載の大容量記憶装
置。 - 【請求項３】 書込み動作時に、書込まれたデータディ
スクドライブ以外のデータディスクドライブのデータと
パリティデータを演算し、その演算結果と新しく書込ま
れたデータを演算して新しいパリティデータを算出し
て、上位ブロックパリティデータならパリティディスク
ドライブの上位ブロックへ、下位ブロックのパリティデ
ータなら予備ディスクドライブの上位ブロックへ、それ
ぞれ記録する請求項１又は請求項２に記載の大容量記憶
装置。 - 【請求項４】 パリティディスクドライブを含む小パリ
ティグループのデータディスクドライブに対し書込み動
作を行うときは、小パリティグループ内の書込まれたデ
ータディスクドライブ以外のデータディスクドライブの
データとパリティデータを演算し、その演算結果と新し
く書込まれたデータを演算して新しいパリティデータを
算出して、上位ブロックのパリティデータを予備ディス
クドライブの下位ブロックへ、下位ブロックのパリティ
データをパリティディスクドライブの下位ブロックへ、
それぞれ記録する請求項１〜３のいずれか１項に記載の
大容量記憶装置。 - 【請求項５】 パリティデータ算出のための演算は排他
的論理和を行う請求項１〜４のいずれか１項に記載の大
容量記憶装置。 - 【請求項６】 １つのデータディスクドライブにフェイ
ルが発生した時、予備ディスクドライブにフェイルした
データを復元する第１過程と、予備ディスクドライブを
フェイルしたデータディスクドライブの代わりにデータ
ディスクドライブに設定し、フェイルしたデータディス
クドライブを予備ディスクドライブに設定する第２過程
と、によりデータを復元する請求項１〜５のいずれか１
項に記載の大容量記憶装置。 - 【請求項７】 各小パリティグループ当たり１つのデー
タディスクにフェイルが発生した時、パリティディスク
ドライブを含む小パリティグループ内のフェイルしたデ
ータディスクドライブを予備ディスクドライブへ復元す
る第１過程と、フェイルの発生していない全てのドライ
ブを用いて残りのフェイルしたデータディスクドライブ
をパリティディスクドライブへ復元する第２過程と、予
備ディスクドライブとパリティディスクドライブをデー
タディスクドライブに設定し、フェイルしたデータディ
スクドライブをそれぞれ予備ディスクドライブとパリテ
ィディスクドライブに設定する第３過程と、によりデー
タを復元する請求項１〜６のいずれか１項に記載の大容
量記憶装置。 - 【請求項８】 パリティディスクドライブと予備ディス
クドライブのどちらか１つにフェイルが発生した時、デ
ータディスクドライブのデータからパリティデータを再
演算して復元する請求項１〜７のいずれか１項に記載の
大容量記憶装置。 - 【請求項９】 パリティディスクドライブを含む小パリ
ティグループ内の１つのデータディスクドライブと予備
ディスクドライブにそれぞれフェイルが発生した時、フ
ェイルしていない他の全てのディスクドライブからフェ
イルしたデータディスクドライブのデータを復元してパ
リティディスクドライブの上位ブロックに書込む第１過
程と、パリティディスクドライブを含む小パリティグル
ープ内のフェイルしていなデータディスクドライブとパ
リティディスクドライブから予備ディスクドライブのデ
ータを復元する第２過程と、パリティディスクドライブ
をデータディスクドライブに設定し、フェイルしたデー
タディスクドライブをパリティディスクドライブに設定
する第３過程と、によりデータを復元する請求項１〜８
のいずれか１項に記載の大容量記憶装置。
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