JPH1031563A - 記憶装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 ＲＡＩＤ（レベル５）のディスクアレイシス
テムにおいて、データ書き込み時のオーバヘッドを減少
させる。 【解決手段】 複数のドライブ１２からなる複数の論理
グループ１１でディスクアレイを構成し、ＲＡＩＤ（レ
ベル５）にて動作するディスクアレイサブシステム２に
おいて、各論理グループ１１内にスペアドライブを設
け、ＨＯＳＴ ＣＰＵ１からのデータ書き込み要求時、
更新データをキャッシュメモリ９とスペアドライブへの
二重書き込みを行い、その時点でＨＯＳＴ ＣＰＵ１に
書き込み完了を報告し、以降、スペアドライブの書き込
みデータを使用し、旧データのドライブ１２をスペアド
ライブとして用いる。また、旧データ、旧パリティおよ
び更新データから新パリティを生成するパリティ更新処
理は、ＨＯＳＴ ＣＰＵ１からの書き込み要求とは非同
期に、低入出力負荷時等を見計らって任意の契機で実行
する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は記憶技術に関し、特
に、コンピュータシステム等における外部記憶装置とし
て使用され、高性能かつ高信頼性の入出力動作を要求さ
れるディスクファイルシステム等に適用して有効な技術
に関する。

【０００２】

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

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

【０００４】「D.Patterson,G.Gibson,and R.H.Kartz;A
Case for Redundant Arrays of Inexpensive Disks(RA
ID),in ACM SIGMOD Conference,Chicago,IL,(June198
8)」において、全く同じデータを別のドライブに二重化
して格納するミラーリングを行う（レベル１）と、デー
タを分割して並列に処理を行うディスクアレイ（レベル
３）とデータを分散して、独立に扱うディスクアレイ
（レベル４，５）について、その性能および信頼性の検
討結果が報告されている。レベル４はレベル５において
論理グループを構成するドライブに分散しているパリテ
ィを、１台のパリティのみを格納するドライブにまとめ
たものである。現在この論文に書かれている方式が最も
一般的なディスクアレイと考えられている。

【０００５】ここで、レベル３、レベル４、レベル５に
ついて簡単に説明しておく。

【０００６】レベル３は、ドライブに格納するデータ＃
１として、例えば「００１０１０１０１０１１・・・・
・」を想定し、データ＃１とパリティを格納するための
ドライブとしてドライブ＃１〜＃５が設けられた場合、
ドライブ＃１に‘０’、ドライブ＃２に‘０’、ドライ
ブ＃３に‘１’、ドライブ＃４に‘０’を順次格納し、
格納された‘００１０’に対するパリティをドライブ＃
５に格納する。そして、次に同様にして‘１’、
‘０’、‘１’、‘０’を順次ドライブ＃１〜＃４に格
納し、そのパリティをドライブ＃５に格納してゆく。

【０００７】レベル４は、データとパリティを格納する
ためのドライブとしてドライブ＃１〜＃５が設けられた
場合、データ＃１、＃５、・・・がドライブ＃１に、デ
ータ＃２、＃６、・・・がドライブ＃２に、データ＃
３、＃７、・・・がドライブ＃３に、データ＃４、＃
８、・・・がドライブ＃４に格納される。そして、例え
ば、データ＃１が「０１・・・」、データ＃２が「００
・・・」、データ＃３が「１１・・・」、データ＃４が
「００・・・」であるとすると、各データの先頭ビット
‘００１０’に対するパリティをパリティ専用として指
定されたドライブ＃５の先頭ビットとして格納し、以下
同様にして、各データの２番目のビット‘１０１０’に
対するパリティをドライブ＃５の２番目のビットとして
格納してゆく。そして、データ＃５〜＃８のデータ組に
対するパリティデータをドライブ＃５に２番目のパリテ
ィデータとして格納するようにしてゆく。

【０００８】レベル５は、レベル４のようなパリティ専
用のドライブを決めず、データ＃１をドライブ＃１、デ
ータ＃２をドライブ＃２、データ＃３をドライブ＃３、
データ４をドライブ＃４に格納し、データ＃１〜＃４の
データ組に対するパリティデータＰ１２３４をドライブ
＃５に格納し、次いで、データ＃５をドライブ＃２、デ
ータ＃６をドライブ＃３、データ＃７をドライブ＃４、
データ８をドライブ＃５に格納し、データ＃５〜＃８の
データ組に対するパリティデータＰ５６７８をドライブ
＃１に格納し、次いで、データ＃９をドライブ＃１、デ
ータ＃１０をドライブ＃３、データ＃１１をドライブ＃
４、データ＃１２をドライブ＃５に格納し、データ＃９
〜＃１２のデータ組に対するパリティデータＰ９１０１
１１２をドライブ＃２に格納するようにしてゆく。

【０００９】上記文献に記載されたタイプのディスクア
レイでは大型大容量のドライブを、多数の比較的容量の
小さなドライブで構成し、データを分散して格納してあ
るため、読み出し／書き込み要求が増加してもディスク
アレイの複数のドライブで分散して処理することが可能
となり、読み出し／書き込み要求が待たされることが減
少する。

【００１０】このパリティによりデータを格納したドラ
イブに障害が発生した場合、その障害ドライブ内のデー
タを復元することが可能となる。ディスクアレイではデ
ータからパリティを作成しデータと同様にドライブに格
納しておく。この時、パリティは、パリティの作成に関
与したデータとは別のドライブに格納される。

【００１１】ＩＢＭ社の特開平６−１９６３２号公報の
技術では、レベル５において、キャッシュメモリにデー
タを書き込むと同時に、ＷＡＤ（ライト アシスト デ
バイス）と呼ばれるドライブにもデータを書き込み、キ
ャッシュメモリを不揮発化することが開示されている。

【００１２】さらに、特開平６−３３２６３２号公報の
技術ではレベル５において、複数のデータとこれらのデ
ータから作成されたパリティの集合に、データを二重化
するための二重化領域を設け、データの書き込み時に書
き込むデータをこの二重化領域に書き込み、この時点で
ＨＯＳＴ ＣＰＵに対し書き込み処理の終了を報告す
る。そして、パリティの更新は後の適当なタイミングで
行う。このように、データの書き込みと、パリティの更
新を別に独立に効率良くスケジューリングする方法につ
いて開示されている。

【００１３】

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

【００１４】図１３は前記文献例でD.Patterson らが提
案したＲＡＩＤに述べられている、データを分散して、
独立に扱うディスクアレイ（レベル５）内部のデータア
ドレスを示している。この各アドレスにあるデータは１
回の読み出し／書き込み処理される単位で、個々のデー
タは独立している。また、ＲＡＩＤで述べられているア
ーキテクチャではデータに対するアドレスは固定されて
いる。前述したようにこのようなシステムでは、信頼性
を向上するためパリティを設定することが不可欠であ
る。本システムでは各ドライブ内の同一アドレスのデー
タによりパリティが作成される。すなわち、ドライブ＃
１から４までのアドレス（１、１）のデータによりパリ
ティが作成され、パリティを格納するドライブの（１、
１）に格納される。本システムでは読み出し／書き込み
処理は各ドライブに対し当該データをアクセスする。

【００１５】このようなディスクアレイにおいて、例え
ばドライブ＃３のアドレス（２、２）のデータを更新す
る場合、まず、更新される前のドライブ＃３の（２、
２）のデータとパリティを格納してあるドライブの
（２、２）のパリティを読み出し（１）、これらと更新
する新しいデータとで排他的論理和をとり、新たなパリ
ティを作成する（２）。パリティの作成完了後、更新す
る新しいデータをドライブ＃３の（２、２）に、新パリ
ティをパリティを格納するドライブの（２、２）に格納
する（３）。

【００１６】このようなレベル５のディスクアレイで
は、データの格納されているドライブ、パリティの格納
されているドライブから古いデータとパリティを読み出
すため、ディスクを平均１／２回転待ち、それから読み
出してパリティを作成する。この新しく作成したパリテ
ィを書き込むため更に一回転必要となり、データを書き
替える場合、最低でも1.５回転待たなければならない。
ドライブにおいては1.５回転ディスクの回転を待つとい
うことは非常に大きなオーバヘッドとなる。このような
書き込み時のオーバヘッドを削減するため、書き込み先
のアドレスを動的に変換する方法が考えられ、ＷＯ ９
１／２００７６に開示されている。

【００１７】また、特開平４−２３０５１２号公報の技
術においても、書き込み時において書き込みデータをそ
のまま、書き込みデータが書き込まれるアドレスではな
く別のアドレスに、書き込むことにより書き込みオーバ
ヘッドを削減する方法について開示されている。ＨＯＳ
Ｔ ＣＰＵ側から書き込むデータが送られてくることで
すぐにパリティの更新を行い、更新後のパリティを書き
込む。特開平６−１９６３２号公報、特開平６−３３２
６３２号公報ではデータの書き込みと、パリティの更新
を別に独立に効率良くスケジューリングする方法につい
て開示されている。しかし、特開平６−１９６３２号公
報ではキャッシュメモリの不揮発化のためにデータをキ
ャッシュメモリに書き込むと同時にある特定のドライブ
にも同じデータを書き込む。しかし、後の適当なタイミ
ングで通常のレベル５のパリティの更新は行わなければ
ならない。レベル５のパリティの更新が無事に終了すれ
ばドライブに書き込んだデータは不用になる。特開平６
−３３２６３２号公報の技術は書き込みデータを二重化
領域に書き込み、後の適当なタイミングで通常のレベル
５のパリティの更新は行うが、このパリティ更新時にお
いて、データの書き込みは不用となる。しかし、二重化
領域を確保しなければならず、容量の無駄が大きい。

【００１８】このように、レベル５のディスクアレイで
は、読み出しと比較し書き込み時ではパリティ生成とこ
の生成したパリティを書き込む処理のオーバヘッドが非
常に大きいため、ＣＰＵからの読み出し、書き込み要求
が多いときには、この処理オーバヘッドが性能低下の大
きな原因となる。

【００１９】本発明の目的は、レベル５のディスクアレ
イを構成する記憶装置において、書き込み時における処
理のオーバヘッドを減少させて、ディスクアレイの性能
向上を図ることにある。

【００２０】本発明の他の目的は、障害ドライブ内のデ
ータ復元用スペアドライブの記憶容量を装置の性能向上
に利用することによってドライブ資源の有効活用を図る
ことにある。

【００２１】本発明の他の目的は、入出力処理の負荷の
変動等を利用してライトペナルティの軽減を実現するこ
とが可能な記憶技術を提供することにある。

【００２２】

【課題を解決するための手段】本発明の記憶装置では、
複数のドライブによってＲＡＩＤのレベル５を実現する
場合、複数のデータとこれらのデータから作成された冗
長データ（パリティ）がそれぞれ格納される複数のドラ
イブの他にスペア領域（スペアドライブ）を備え、この
スペア領域を有効に活用することにより、高信頼性を保
ちながら、しかも、書き込み時のパリティ更新の開始時
間を遅らせ、後の上位装置からの読み出しまたは書き込
み要求が少ないときにパリティ生成を行うように動作す
る。

【００２３】より具体的には、一例として、書き込み時
に、複数のデータと当該データから生成された冗長デー
タからなる論理グループを構成するドライブの中で、書
き込むデータ（新データ）をとりあえずスペア領域に格
納する。この時、スペア領域内のデータはキャッシュメ
モリとで二重化されている。上位装置に対してはこの時
点で書き込み処理を完了したと報告する。

【００２４】また、パリティの作成および当該ドライブ
へのパリティの書き込みは、新データのドライブへの書
き込みとは独立のタイミングで、処理する。具体的に
は、複数のドライブからなるディスクアレイサブシステ
ムの制御機構が当該論理グループに対する上位装置から
の読み出し／書き込み要求をカウントし、予めユーザま
たはシステム管理者が設定した数より少ない場合で、し
かも当該ドライブに対し読み出しまたは書き込み要求が
発行されていないときにパリティの作成を行い、パリテ
ィの作成完了後当該ドライブに対しパリティを書き込
む。パリティの書き込みが完了したら、スペア領域に格
納された新データはそのままにし、この新データにより
更新されたデータをスペア領域として次の書き込み時に
使用する。

【００２５】パリティの書き込みの他の方法として、一
定時間毎の割込み処理で行ってもよい。一日の中で上位
装置からの読み出しまたは書き込み要求数の少ない時間
帯、あるいは一月の中で少ない日を予測し、スケジュー
ル化しておけばよい。

【００２６】パリティの作成およびそのパリティの当該
ドライブへのパリティの書き込みが完了する前に、当該
論理グループにおいて任意の１台のドライブに対し障害
が発生し、その内部のデータが読み出せなくなった場
合、たとえば、スペア領域内のデータ以外のデータが格
納されているドライブの障害に対しては、前のパリティ
と、残っているデータから障害が発生したドライブ内の
データを回復することが可能であり、また、新しいデー
タが格納されてスペア領域として機能するドライブにお
いて障害が発生した場合はキャッシュメモリ内の新デー
タにより回復することが可能である。

【００２７】本発明では、上記のようにデータの書き込
みとパリティの作成およびドライブへの書き込みを独立
させることにより、ユーザ（上位装置）からは書き込み
時のパリティ作成によるオーバヘッドはなくなる。これ
は、上位装置からの読み出しまたは書き込み要求数には
時間的変動があるため、読み出しまたは書き込み要求数
が多いときには、書き込み処理におけるパリティの更新
をその都度行わず、データの書き込みが完了した時点で
上位装置には終了を報告し、比較的読み出しまたは書き
込み要求の数が少ないときまでパリティの更新を遅らせ
る。このパリティの更新は上位装置の関知はなく、ディ
スクアレイサブシステムの制御機構が独自に行う。

【００２８】このため、上位装置側から見たとき、たと
えば従来のディスクアレイ（ＲＡＩＤ方式）では書き込
み時に平均1.５回転の回転待ち時間を必要としたのが、
本発明によれば平均0.５回転の回転待ち時間ですむ。ま
た、信頼性の面からみても従来のディスクアレイ（ＲＡ
ＩＤ方式）と比較し、同等に向上させることが可能とな
る。

【００２９】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態を図面
を参照しながら詳細に説明する。

【００３０】図１は、本発明の記憶装置の一実施の形態
であるディスクアレイサブシステムの構成の一例を示す
概念図である。なお、本実施の形態のディスクアレイサ
ブシステムでは、一例としてＲＡＩＤのレベル５を実行
するものとする。

【００３１】図１において、１はホストのＣＰＵ、２は
本実施の形態のディスクアレイサブシステム、３はＨＯ
ＳＴ ＣＰＵ１とディスクアレイサブシステム２を結ぶ
外部バスである。

【００３２】ディスクアレイサブシステム２は図１に示
すようにディスクアレイ制御を行うＣＰＵ４と、ＣＰＵ
４によって使用されるＣＰＵ用メモリ５と、ＣＰＵ４上
で動作するマイクロプログラムが格納されているＲＯＭ
６と、ディスクアレイサブシステム２とＨＯＳＴ ＣＰ
Ｕ１との間のインターフェース制御およびキャッシュメ
モリ９とのデータ転送制御を行うインターフェース回路
（ＩＦ回路）８と、各ドライブ１２とのインターフェー
ス制御を行うＳＣＳＩコントローラ１０が、ディスクア
レイサブシステム２内の内部バス７に接続されている。
各ドライブ１２はＳＣＳＩコントローラ１０にＳＣＳＩ
バス１３で接続されている。各ドライブ１２は、たとえ
ば、一例として、磁気ディスク等の回転型記憶媒体を備
えたディスク装置で構成される。

【００３３】本実施例ではディスクアレイサブシステム
２内はｎ台のＳＣＳＩコントローラ１０で構成されてい
るが、この数に制限が無いことは明らかである。本実施
例では論理グループ＃１はドライブ＃１、２、３、…
ｎ、論理グループ＃２はドライブ＃ｎ＋１、ｎ＋２、ｎ
＋３…２ｎ、論理グループ＃３はドライブ＃２ｎ＋１、
２ｎ＋２、２ｎ＋３…３ｎの各ｎ台のドライブで構成さ
れている。各論理グループの任意の１台のドライブ１２
にはパリティデータ（冗長データ）が格納される。論理
グループ１１を構成するドライブ数に制限が無いことは
明らかである。また、ディスクアレイサブシステム２を
構成する論理グループ１１数に制限が無いことは明らか
である。

【００３４】ＣＰＵ４はＲＯＭ６に格納されているマイ
クロプログラムを起動時に自動的に格納する。ＨＯＳＴ
ＣＰＵ１から発行された読み出しまたは書き込み要求
は外部バス３を介してＩＦ回路８に転送され、ＩＦ回路
８に転送された読み出しまたは書き込み要求はＣＰＵ４
において解読される。もし、ＨＯＳＴ ＣＰＵ１から発
行された読み出しまたは書き込み要求されたデータがキ
ャッシュメモリ９内に存在する場合、読み出し時はＩＦ
回路８はキャッシュメモリ９から当該データを読み出し
て、外部バス３を経由してＨＯＳＴ ＣＰＵ１へ転送す
る。一方、書き込み時は逆にＨＯＳＴ ＣＰＵ１から当
該データを外部バス３を経由してＩＦ回路８はキャッシ
ュメモリ９内の当該データを更新する。一方、ＨＯＳＴ
ＣＰＵ１から発行された読み出しまたは書き込み要求
されたデータがキャッシュメモリ９内に存在する場合
は、書き込み時は書き込みデータをＨＯＳＴ ＣＰＵ１
から外部バス３を経由してＩＦ回路８によりキャッシュ
メモリ９内に格納する。ＳＣＳＩコントローラ１０はＣ
ＰＵ４からの指示に従って、ＳＣＳＩの処理手順に従っ
て、当該ドライブ１２内に対し当該データの読み出しま
たは書き込み処理を行う。

【００３５】本実施の形態の特徴は以下の２点である。
まず、第１番目は、ＲＡＩＤのレベル５において、書き
込み時にはキャッシュメモリ９内にデータを格納すると
同時に、論理グループ１１を構成するドライブの中の１
台のドライブ内のスペア領域にもデータを格納し、この
段階でＨＯＳＴ ＣＰＵ１には書き込み処理を完了した
と報告することで、ＨＯＳＴ ＣＰＵ１からは高速に書
き込み処理が完了したようにみえ、しかも、高信頼性を
保ちながら、書き込み時のパリティ更新の開始時間を遅
らせ、後のＨＯＳＴ ＣＰＵ１からの読み出しまたは書
き込み要求が少ないときにパリティ生成を行う。第２番
目は、パリティの更新後は、スペア領域に書き込まれた
新データはそのまま使用し、更新されたデータまたは更
新されたパリティが格納されていた領域を次の書き込み
処理時のスペア領域として使用する。これにより、スペ
ア領域は論理グループ１１を構成するドライブ１２内で
分散する。

【００３６】次にまず（１）アドレステーブル１４につ
いて説明し、（２）書き込み処理、（３）読み出し処
理、（４）障害時の処理、（５）パリティ更新処理の開
始契機の決定、の一例について説明する。

【００３７】（１）アドレステーブル 図２はＨＯＳＴ ＣＰＵ１がディスクアレイサブシステ
ム２に読み出しまたは書き込み要求を発行した場合に使
用するアドレステーブル１４を示す。このアドレステー
ブル１４では各々別のドライブ１２に格納されている３
個のデータから１個のパリティが作成され、これら４台
のドライブ以外の１台のドライブにスペア領域が確保さ
れている。論理アドレス１５はＨＯＳＴ ＣＰＵ１が指
定するアドレスで、ディスクアレイサブシステム２のＣ
ＰＵ４はこの論理アドレス１５を元にディスクアレイサ
ブシステム２内の実際に格納するアドレスに変換する。
論理アドレス１５よりこの論理アドレス１５で示される
データが所属する論理グループ番号１６が決定する。論
理グループ番号１６が決定したら、この論理グループ内
のどのドライブに格納されているかをドライブ番号１７
で決定する。キャッシュフラグ１８は当該データがキャ
ッシュメモリ９内に存在する場合はオン（１）となり存
在しない場合はオフ（０）となる。スペアドライブ番号
１９は論理グループ１１において、スペア領域が確保さ
れているドライブの番号で、パリティドライブ番号２０
は論理グループ１１において、パリティが格納されてい
るドライブの番号である。ドライブ内アドレス２１は論
理アドレスに対応するデータが格納されているまたは格
納する、当該ドライブ１２内の物理アドレスを示してお
り、シリンダアドレス、ヘッドアドレスおよびセクタ番
号で示されている。本実施例ではパリティグループ内の
全てのデータおよびパリティのドライブ内アドレス２１
は同じとする。図２では論理アドレス１５がデータ＃
１、２、３のデータはそれぞれドライブ＃１、２、３の
ＤＡＤＲ＃１のドライブ内アドレス２１（物理アドレ
ス）に格納され、スペア領域はドライブ＃４、パリティ
はドライブ＃６の、データと同じＤＡＤＲ＃１のドライ
ブ内アドレス２１（物理アドレス）に格納されている。

【００３８】このようなアドレステーブル１４を用いて
ディスクアレイサブシステム２内のＣＰＵ４は当該ドラ
イブ１２に当該データの読み出しまたは格納を行う。ま
た、このアドレステーブル１４はディスクアレイサブシ
ステム２内の特定のドライブに格納されており、電源投
入時に自動的にＣＰＵ用メモリ５に格納され、通常使用
時はＣＰＵ用メモリ５に格納されて使用され、電源切断
時はディスクアレイサブシステム２内の元の特定のドラ
イブに格納される。

【００３９】次にこのアドレステーブル１４を用いて具
体的に書き込みおよび読み出し処理について説明する。

【００４０】（２）書き込み処理 書き込み処理には新規にデータを書き込む場合と既に書
き込まれているデータを更新する２つの処理がある。新
規にデータを書き込む場合はアドレステーブル１４にお
いて論理アドレス１５が登録されていないエントリを探
す。このようにして、論理アドレス１５が登録されてい
ないエントリが見つかった場合は、そこに新たに新規デ
ータの論理アドレス１５を登録し、旧データは全て０の
データとしてパリティを更新する。アドレステーブル１
４への新規データの登録が完了し、旧データは全て０の
データとした後は、以降説明する更新による書き込み処
理と同じである。

【００４１】図３、図４はキャッシュメモリ９にデータ
が存在しないキャッシュミスの時のデータおよびパリテ
ィの流れを示す。図３を見ると解かるように、まず、Ｈ
ＯＳＴ ＣＰＵ１からキャッシュメモリ９にデータ１を
更新するデータ１’が書き込まれると（１）、ディスク
アレイサブシステム２内のＣＰＵ４はデータ１’をドラ
イブ＃４のスペア領域にも書き込む（２）。データ１’
はキャッシュメモリ９とドライブ＃４で二重化される。
この時点でＣＰＵ４はＨＯＳＴ ＣＰＵ１に対し書き込
み処理が完了したことを報告する。ＣＰＵ４はＨＯＳＴ
ＣＰＵ１からの読み出しまたは書き込み要求を監視
し、読み出しまたは書き込み要求が少なくなったらパリ
ティの更新を行う。

【００４２】パリティの更新ではドライブ＃１から更新
されるデータ１、ドライブ＃６から更新されるパリティ
が読み出され（３）、データ１’と排他的論理和を行い
新パリティをキャッシュメモリ９内に作成する。図５は
この時のタイミングチャートを示しており、（３）が完
了しパリティの作成を行った後に、データ１が格納され
ていたドライブ＃１のデータ１のドライブ内アドレス２
１と更新されるパリティが格納されていたドライブ＃６
の更新されるパリティが格納されていたドライブ内アド
レス２１の内のどちらか早く書き込める方のドライブに
新パリティを書き込む（４）。具体的には、図３と図５
の（ａ）は新パリティをデータ１が格納されていたドラ
イブ＃１に書き込む場合で、図４と図５の（ｂ）は更新
されるパリティが格納されていたドライブ＃６に書き込
む場合を示している。新パリティをドライブ＃１に書き
込んだ場合はドライブ＃６の更新されるパリティが格納
されていたドライブ内アドレス２１が次の書き込み処理
の時のスペア領域となり、ドライブ＃６に書き込んだ場
合はドライブ＃１のデータ１のドライブ内アドレス２１
が次の書き込み処理の時のスペア領域となる。また、デ
ータ１を更新したデータ１’はドライブ＃４に格納され
る。

【００４３】図６はキャッシュメモリ９にデータが存在
するキャッシュヒットの時のデータおよびパリティの流
れを示す。図６を見ると解かるように、まず、ＨＯＳＴ
ＣＰＵ１からキャッシュメモリ９にデータ１を更新す
るデータ１’が書き込まれると（１）、ディスクアレイ
サブシステム２内のＣＰＵ４はデータ１’をドライブ＃
４のスペア領域にも書き込む（２）。データ１’はキャ
ッシュメモリ９とドライブ＃４で二重化される。この時
点でＣＰＵ４はＨＯＳＴ ＣＰＵ１に対し書き込み処理
が完了したことを報告する。キャッシュメモリ９はより
高信頼化を図るため、停電等による電源遮断に備えるた
め、バッテリ等で不揮発化するか、フラッシュメモリ等
の不揮発なメモリ素子を使用しておく方が望ましい。

【００４４】ＣＰＵ４はキャッシュミス時と同様に、Ｈ
ＯＳＴ ＣＰＵ１からの読み出しまたは書き込み要求を
監視し、読み出しまたは書き込み要求が少なくなったら
パリティの更新を行う。

【００４５】パリティの更新ではキャッシュミス時とは
異なり、ドライブ＃１に格納されている更新されるデー
タ１はキャッシュメモリ９内に既に存在しているため読
み出す必要はなく、ドライブ＃６から更新されるパリテ
ィが読み出されるのみである（３）。（３）のドライブ
＃６から更新されるパリティが読み出され、キャッシュ
メモリ９に格納されると、データ１、データ１’と排他
的論理和を行い新パリティをキャッシュメモリ９内に作
成する。図７はこの時のタイミングチャートを示してお
り、（３）が完了しパリティの作成を行った後に、デー
タ１が格納されていたドライブ＃１のデータ＃１のドラ
イブ内アドレス２１に新パリティを書き込む（４）。新
パリティをドライブ＃１に書き込んだ後はドライブ＃６
の更新されるパリティが格納されていたドライブ内アド
レス２１が次の書き込み処理の時のスペア領域となる。
また、データ１を更新したデータ１’はドライブ＃４に
格納される。

【００４６】このように、本実施の形態では書き込み時
において、更新するデータをキャッシュメモリ９とドラ
イブ１２内のスペア領域に書き込み二重化することで、
高信頼性を保ちながら、書き込み時のパリティ更新の開
始時間を遅らせ、後のＨＯＳＴ ＣＰＵ１からの読み出
しまたは書き込み要求が少ないときにパリティ生成を行
い、さらに、更新するデータおよびパリティの格納され
るドライブが、更新されるデータが格納されていたドラ
イブとは異なる事が特徴である。

【００４７】次に、書き込み時のディスクアレイサブシ
ステム２内のＣＰＵ４の処理を図８のフローチャートで
説明する。ＨＯＳＴ ＣＰＵ１から書き込み要求が発行
され、ディスクアレイサブシステム２にデータが転送さ
れ、キャッシュメモリ９に転送されてきた更新するデー
タを格納すると（ステップ６０ａ）、ＣＰＵ４はアドレ
ステーブル１４において更新されるデータの論理アドレ
ス１５とそれに対応するキャッシュフラグ１８を調べ
（ステップ６０）、更新されるデータがキャッシュメモ
リ９内に存在するか（キャッシュヒット）を判定する
（ステップ６１）。

【００４８】ＣＰＵ４がキャッシュフラグ１８を調べ、
キャッシュフラグ１８がオン（１）の時は、アドレステ
ーブル１４において更新されるデータの格納されている
ドライブ番号１７とスペアドライブ番号１９とドライブ
内アドレス２１を調べる（ステップ６２）。更新される
データの格納されているドライブ番号１７とスペアドラ
イブ番号１９とドライブ内アドレス２１が解かったら、
ＣＰＵ４はそれぞれの当該ドライブ１２の当該ドライブ
内アドレスに対し書き込み要求を発行する（ステップ６
３）。書き込み要求を発行された各当該ドライブ１２で
はシーク、回転待ちを行い（ステップ６４）、ＣＰＵ４
はキャッシュメモリ９から更新するデータをシーク、回
転待ちが早く完了した方のドライブ１２に書き込み（ス
テップ６５）、アドレステーブル１４の論理アドレス１
５を書き換え、もし、更新するデータをスペア領域に書
き込んだ場合はドライブ番号１７とスペアドライブ番号
１９を書き換え（ステップ７０）、書き込み処理の終了
報告をＨＯＳＴ ＣＰＵ１に対して行う（ステップ７
１）。

【００４９】一方、ＣＰＵ４がキャッシュフラグ１８を
調べ、キャッシュフラグ１８がオフ（０）の時は、アド
レステーブル１４においてスペアドライブ番号１９とド
ライブ内アドレス２１を調べる（ステップ６６）。更新
されるデータの格納されているドライブ番号１７とスペ
アドライブ番号１９が解かったら、ＣＰＵ４は当該ドラ
イブ１２の当該ドライブ内アドレスに対し書き込み要求
を発行する（ステップ６７）。書き込み要求を発行され
た各当該ドライブ１２ではシーク、回転待ちを行い（ス
テップ６８）、ＣＰＵ４はキャッシュメモリ９から更新
するデータを当該ドライブ１２に書き込み（ステップ６
９）、アドレステーブル１４の論理アドレス１５とドラ
イブ番号１７とスペアドライブ番号１９を書き換え（ス
テップ７０）、書き込み処理の終了報告をＨＯＳＴ Ｃ
ＰＵ１に対して行う（ステップ７１）。

【００５０】本実施の形態では上記のようにデータをキ
ャッシュメモリ９とドライブ１２に書き込んだ段階で書
き込み処理の終了報告をＨＯＳＴ ＣＰＵ１に対して行
う。パリティの更新は、ＣＰＵ４がＨＯＳＴ ＣＰＵ１
からの読み出しまたは書き込み要求を監視し、読み出し
または書き込み要求が少なくなったら行う。そこで、次
にパリティ更新時のディスクアレイサブシステム２内の
ＣＰＵ４の処理を図９のフローチャートで説明する。

【００５１】ＣＰＵ４がパリティの更新を開始するよう
判断したら、ＣＰＵ４はアドレステーブル１４において
更新されるデータの論理アドレス１５とそれに対応する
キャッシュフラグ１８を調べ（ステップ８０）、更新さ
れるデータがキャッシュメモリ９内に存在するか（キャ
ッシュヒット）を判定する（ステップ８１）。ＣＰＵ４
がキャッシュフラグ１８を調べ、キャッシュフラグ１８
がオン（１）の時は、アドレステーブル１４において更
新されるデータの格納されているドライブ番号１７とス
ペアドライブ番号１９と更新されるパリティの格納され
ているパリティドライブ番号２０とドライブ内アドレス
２１を調べる（ステップ８２）。次にＣＰＵ４はパリテ
ィドライブ番号２０のドライブ１２に対し、更新される
パリティである旧パリティの読み出し要求を発行し（ス
テップ８３）、パリティドライブ番号２０のドライブ１
２ではシーク、回転待ちを行う（ステップ８４）。パリ
ティドライブ番号２０のドライブ１２においてシーク、
回転待ちが完了したら、パリティドライブ番号２０のド
ライブ１２から旧パリティを読み出し、キャッシュメモ
リ９に格納する（ステップ８５）。旧パリティのキャッ
シュメモリ９への格納が完了したら、キャッシュメモリ
９内の更新されるデータ（旧データ）と更新するデータ
（新データ）と旧パリティで排他的論理和を行い、更新
する新パリティを作成する（ステップ８６）。新パリテ
ィの作成が完了したら、旧データが格納されていたドラ
イブ１２かスペアドライブ番号１９のドライブ１２の内
で新データが書き込まれていない方のドライブ１２に対
し新パリティの書き込み要求を発行する（ステップ８
７）。新パリティの書き込み要求が発行されたドライブ
１２ではシーク、回転待ちが行われ（ステップ８８）、
シーク、回転待ちが完了したら、新パリティをキャッシ
ュメモリ９から新データが書き込まれていない方のドラ
イブ１２に書き込む（ステップ８９）。新パリティのド
ライブ１２への書き込みが完了したら、アドレステーブ
ル１４のパリティドライブ番号２０を変更し（ステップ
９８）、パリティの更新処理を終了する。

【００５２】一方、ＣＰＵ４がキャッシュフラグ１８を
調べ、キャッシュフラグ１８がオフ（０）の時は、アド
レステーブル１４において更新されるデータの格納され
ているドライブ番号１７とスペアドライブ番号１９と更
新されるパリティの格納されているパリティドライブ番
号２０とドライブ内アドレス２１を調べる（ステップ９
０）。

【００５３】次にＣＰＵ４はドライブ番号１７とパリテ
ィドライブ番号２０のドライブ１２に対し、更新される
データである旧データと、更新されるパリティである旧
パリティの読み出し要求を発行し（ステップ９１）、各
ドライブ１２ではシーク、回転待ちを行う（ステップ９
２）。各ドライブ１２においてシーク、回転待ちが完了
したら、ドライブ番号１７のドライブ１２から旧データ
を、パリティドライブ番号２０のドライブ１２から旧パ
リティを読み出し、キャッシュメモリ９に格納する（ス
テップ９３）。旧データ、旧パリティのキャッシュメモ
リ９への格納が完了したら、キャッシュメモリ９内の更
新するデータ（新データ）と旧データ、旧パリティで排
他的論理和を行い、更新する新パリティを作成する（ス
テップ９４）。新パリティの作成が完了したら、旧デー
タが格納されていたドライブ１２か旧パリティの格納さ
れていたドライブ１２の内で早く書き込める方のドライ
ブ１２に対し新パリティの書き込み要求を発行する（ス
テップ９５）。新パリティの書き込み要求が発行された
ドライブ１２ではシーク、回転待ちが行われ（ステップ
９６）、シーク、回転待ちが完了したら、新パリティを
キャッシュメモリ９から当該ドライブ１２に書き込む
（ステップ９７）。新パリティのドライブ１２への書き
込みが完了したら、アドレステーブル１４のパリティド
ライブ番号２０を変更し（ステップ９８）、パリティの
更新処理を終了する。

【００５４】（３）読み出し処理 読み出し時のディスクアレイサブシステム２内のＣＰＵ
４の処理を図１０のフローチャートで説明する。上記の
ように書き込まれたデータに対し、ＨＯＳＴＣＰＵ１か
ら読み出し要求が発行された場合、ＣＰＵ４はアドレス
テーブル１４において当該データの論理アドレス１５と
それに対応するキャッシュフラグ１８を調べ（ステップ
５２）、更新されるデータがキャッシュメモリ９内に存
在するか（キャッシュヒット）を判定する（ステップ５
３）。ＣＰＵ４がキャッシュフラグ１８を調べ、キャッ
シュフラグ１８がオン（１）の時は、キャッシュメモリ
９から当該データを読み出し、ＨＯＳＴ ＣＰＵ１へ当
該データを転送し（ステップ５４）、読み出し処理の終
了報告をＨＯＳＴ ＣＰＵ１に対して行う（ステップ５
９）。

【００５５】一方、ＣＰＵ４がキャッシュフラグ１８を
調べ、キャッシュフラグ１８がオフ（０）の時は、アド
レステーブル１４において、ＨＯＳＴ ＣＰＵ１から読
み出し要求されたデータの当該論理アドレス１５に対応
する、ドライブ番号１７とドライブ内アドレス２１を調
べる（ステップ５５）。当該データの格納されているド
ライブ番号１７とドライブ内アドレス２１が解かった
ら、ＣＰＵ４は当該ドライブ１２の当該ドライブ内アド
レスに対し読み出し要求を発行する（ステップ５６）。
読み出し要求を発行された当該ドライブ１２ではシー
ク、回転待ちを行い（ステップ５７）、ＣＰＵ４はシー
ク、回転待ちが完了したら当該ドライブ１２から当該デ
ータを読み出し（ステップ５８）、読み出し処理の終了
報告をＨＯＳＴ ＣＰＵ１に対して行う（ステップ５
９）。

【００５６】（４）障害処理 ドライブ１２に障害が発生した時に、その障害が発生し
たドライブ１２内のデータを回復し、それを格納するた
めの領域にスペア領域を使用する例を示す。

【００５７】本実施の形態では図１に示すように、論理
グループ１１内の各ドライブ１２では、（１）のアドレ
ステーブルの説明で述べたように、その内部の各々対応
する同一ドライブ内アドレス２１のデータによりパリテ
ィを作成し、この作成したパリティも同一ドライブ内ア
ドレス２１に格納する。図３は図１において論理グルー
プ１１を構成するドライブ数を６台にした場合の論理グ
ループ１を示しており、ドライブ＃１、２、３、５のド
ライブ１２内のデータ１、２、３、４によりパリティが
作られドライブ＃６のドライブ１２内に格納されてい
る。本実施例ではパリティは奇数パリティとし、データ
１、２、３の各データにおける各々対応するビットにつ
いて１の数を数え、奇数であれば０、偶数であれば１と
する（排他的論理和）。もし、ドライブ＃１のドライブ
１２に障害が発生したとする。この時、データ１は読み
出せなくなる。

【００５８】本実施例では５台のドライブ１２に格納さ
れているデータから、パリティを１個しか作成していな
いため、各論理グループ１１において６台のドライブ１
２のうち、１台のドライブ１２の障害はデータを復元で
きるが、データの復元が完了する前に更にもう一台のド
ライブ１２に障害が発生した場合復元できない。そこ
で、ドライブ＃１のドライブ１２に障害が発生した場
合、２台目のドライブ１２に障害が発生する前に、残り
のデータ２、３、４とパリティをキャッシュメモリ９に
転送し、ＣＰＵ４はデータ１を復元する回復処理を早急
に行うように指示する。この回復処理を行いデータ１を
復元した後は、ＣＰＵ４はこのデータ１をドライブ４の
スペア領域に格納する。

【００５９】このように、スペア領域を、ドライブ１２
に障害が発生したときに、復元したデータを格納するた
めの領域としても活用する。この様に、ＣＰＵ４がスペ
ア領域に回復したデータ１を格納した後は、図２に示す
アドレステーブル１４において、スペアドライブ番号１
９を削除し、回復したデータ１の論理アドレス１５に対
するドライブ番号１７に、このスペアドライブ番号１９
を登録する。

【００６０】各ドライブ１２にはデータ１の他にスペア
領域、パリティが格納されている。スペア領域について
は回復処理を行い復元する必要は無い。パリティは他の
ドライブ１２からデータを読み出して新たに作成しスペ
ア領域に格納する。データは各当該ドライブ１２からデ
ータとパリティを読み出して、回復処理を行い復元し、
スペア領域に格納する。

【００６１】この様に、ドライブ＃２、３、４、５、６
のドライブ１２内のスペア領域に、ドライブ＃１のドラ
イブ１２の回復データを全て格納した後は、スペア領域
が論理グループ１１においてなくなるため、先に述べた
ような書き込み時の回転待ちを短くすることはできない
ため、従来のディスクアレイであるＲＡＩＤのレベル５
の処理となる。

【００６２】この様にして、論理グループ１１内のスペ
ア領域を全て使いきってしまった場合は、障害ドライブ
１２を正常のドライブ１２に交換し、この交換した正常
なドライブ１２は全てスペア領域として論理グループを
再構成する。

【００６３】障害ドライブ１２を正常のドライブ１２に
交換した直後は、スペア領域が特定ドライブ１２に集中
した形になっているため、このドライブ１２が使用でき
ずに待たされることが多くなりネックとなるため、先に
示した回転待ち時間を短縮する効果が、効率的に発揮で
きない。しかし、時間が経つにつれて、スペア領域が分
散されてドライブ１２障害前の状態に戻っていき、次第
に解消されていく。もし、この時間が問題となる場合
は、ドライブ１２に障害が発生したことを感知した場
合、正常なドライブ１２に交換して、この交換した正常
なドライブ１２に障害が発生したドライブ１２内のデー
タとパリティをユーザが復元することも可能とする。な
お、この時スペア領域に関しては復元せずにスペア領域
として空けておく。

【００６４】本実施例ではこの回復処理と、スペア領域
へ復元したデータを書き込む処理をＣＰＵ４が独自に行
う。この様に独自に行うことによりドライブ１２に障害
が発生した場合、障害が発生したドライブ１２を正常な
ドライブ１２に交換し回復したデータを書き込むのと比
較し、本実施の形態ではシステムを使用するユーザがド
ライブ１２に障害が発生するとすぐに正常なドライブ１
２と交換する必要が無いため、ユーザの負担が軽くな
る。

【００６５】（５）パリティ更新処理の開始契機の決定 データ書き込み処理時に保留されていたパリティ更新処
理の一例を、図１１のフローチャートおよび図１２のパ
リティ更新契機管理テーブルを参照して説明する。

【００６６】本実施の形態では、パリティ更新処理の開
始契機を管理するために、ＣＰＵ用メモリ５またはキャ
ッシュメモリ９の一部に、図１２に例示されるような構
造のパリティ更新契機管理テーブル３０を設定する。こ
のテーブルには、各論理グループを構成する個々のドラ
イブ（ドライブ番号）毎に、パリティ更新処理の保留回
数（ＷＰ）、ディスクアクセス頻度（ＲＭ）を格納する
エントリが設定されている。

【００６７】ＨＯＳＴ ＣＰＵ１からのデータ書き込み
がある毎に、書き込みデータはキャッシュメモリ９に格
納されていくが、キャッシュメモリ９の容量は有限なた
め、適当な閾値を設けて、パリティ更新保留中における
キャッシュメモリ９での書き込みデータのオーバーフロ
ーを回避する必要がある。そこで、本実施の形態では、
キャッシュメモリ９における書き込みデータ量の増加、
すなわちパリティ更新処理の保留回数（ＷＰ）を、たと
えば図８の書き込み処理の実行の都度カウントし、ＷＰ
の値が所定の閾値を越えたら、パリティ更新処理を開始
する。

【００６８】また、データ読み出し時においてキャッシ
ュヒットの場合には、ディスクアクセスは発生せず、キ
ャッシュミス時にのみディスクアクセスが起こるので、
パリティ更新契機を判定するためのドライブ１２の負荷
の大小は、キャッシュミスの発生頻度（ＲＭ）で計測す
ることができる。このディスクアクセス頻度（ＲＭ）
は、図１０に例示される読み出し処理におけるキャッシ
ュミスを計数することで得られる。なお、キャッシュヒ
ットの場合でもＣＰＵ４の負荷は発生するが、簡単のた
め、ＣＰＵ４の負荷は除外する。

【００６９】以下、図１１のフローチャートにて、パリ
ティ更新処理の開始契機の決定過程の一例を説明する。

【００７０】まず、ディスクアレイサブシステム２のＣ
ＰＵ４は、ＨＯＳＴ ＣＰＵ１からのコマンドを待ち
（ステップ１０１）、コマンドを受領したら、ＲＤコマ
ンドかライトコマンドかを判別する（ステップ１０
２）。なお、ＲＤおよびＷＲコマンド以外の処理は割愛
する。

【００７１】そして、ＲＤコマンドの場合には、前述の
図１０のフローチャートに例示される読み出し処理を実
行し（ステップ１０３）、さらに、読み出し時における
キャッシュミスの発生回数（ＲＭ）を計数してパリティ
更新契機管理テーブル３０の該当エントリを更新し（ス
テップ１０４）、ステップ１０１のコマンド待ちに戻
る。

【００７２】一方、ＷＲコマンドの場合には、前述の図
８のフローチャートに例示される書き込み処理を実行し
（ステップ１０５）、さらに、パリティ更新処理の保留
回数ＷＰを計数して、パリティ更新契機管理テーブル３
０の該当エントリを更新する（ステップ１０６）。

【００７３】その後、キャッシュメモリ９におけるオー
バーフロー等を回避すべく、キャッシュメモリ９の容量
等によって決定される既定値を、パリティ更新処理の保
留回数ＷＰが超過したか否かを調べ（ステップ１０
７）、超過している場合には、前述の図９のフローチャ
ートに例示されたパリティ更新処理を実行して（ステッ
プ１０８）、ステップ１０１のコマンド待ちに戻る。

【００７４】一方、ステップ１０７の判定において、パ
リティ更新処理の保留回数ＷＰが既定値未満の場合に
は、さらに、ドライブ１２の負荷の大小を反映したキャ
ッシュミスの発生回数（ＲＭ）が所望の既定値以下か否
かを調べ（ステップ１０９）、ＲＭが既定値以下の場合
には、ドライブ１２における現在の負荷が小さく、従っ
てライトペナルティの影響が小さいと判断して、ステッ
プ１０８のパリティ更新処理を実行する。このＲＭの値
は、各ドライブ１２毎の値、各論理グループ１１毎の合
計値、あるいは、ディスクアレイサブシステム２の全体
の合計値のいずれかを任意に用いることができる。ま
た、ステップ１０９の判定においてＲＭが既定値を越え
ている場合には、現在のドライブ１２の負荷が大きく、
パリティ更新処理の実行に伴うライトペナルティの影響
が大きいと判断して、ステップ１０８のパリティ更新処
理を保留し、ステップ１０１のコマンド待ちに戻る。

【００７５】なお、図１１のフローチャートの説明で
は、ステップ１０８のパリティ更新処理の実行の可否を
判定する条件として、キャッシュミスの発生回数（Ｒ
Ｍ）やパリティ更新処理の保留回数ＷＰの大小を参照し
ているが、あらかじめ、ディスクアレイサブシステム２
の稼働パターンが知られており、ドライブ１２等の負荷
が小さくなる時間帯が判明している場合には、当該稼働
パターン等の情報を所望のテーブルに記録しておき、ス
テップ１０７やステップ１０９の判定時に当該テーブル
を参照して、ディスクアレイサブシステム２における負
荷の小さな時間帯を選んでステップ１０８のパターン更
新処理を実行させてもよい。

【００７６】以上説明したように、本実施の形態では、
書き込み処理においてキャッシュメモリ９とスペア領域
に書き込みデータ（新データ）をとりあえず二重化して
格納し、この段階でＨＯＳＴ ＣＰＵ１に対し書き込み
処理の終了報告を行うことにより、ＨＯＳＴ ＣＰＵ１
にとってはこの二重化してドライブ１２に書き込む時間
が書き込み処理時間になる。従来のアレイディスクでは
書き込み時に平均1.５回転の回転待ち時間が必要とした
のが、もし、論理グループ１１を構成するドライブ１２
の回転を同期させた場合は、回転待ちは平均0.５回転と
なる。また、新パリティをドライブ１２に書き込む前に
論理グループ１１を構成するドライブ１２に障害が発生
しても、キャッシュメモリ９内の新データによりデータ
保証を行うことが可能となる。

【００７７】また、データの書き込み時におけるパリテ
ィの更新処理を保留して、ＨＯＳＴＣＰＵ１からの読み
出しまたは書き込み要求が少ない時まで遅らせることに
より、ライトペナルティが軽減されるので、ＨＯＳＴ
ＣＰＵ１にとっては、読み出しまたは書き込み処理要求
が多い時は書き込み処理を高速に行え、これにより単位
時間当りのＩ／Ｏ処理件数（スループット）を増加させ
ることが可能となる。さらに、キャッシュメモリ９との
二重書き込みに使用したスペアドライブに書き込まれた
データをそのまま使用し、旧データのドライブを新たな
スペアドライとして使用するので、従来では通常は使用
しないスペアのドライブを、回転待ち時間の短縮とい
う、性能向上のために使用でき、ドライブ資源の有効活
用が図れる。

【００７８】以上本発明者によってなされた発明を実施
の形態に基づき具体的に説明したが、本発明は前記実施
の形態に限定されるものではなく、その要旨を逸脱しな
い範囲で種々変更可能であることはいうまでもない。

【００７９】たとえば、上述の説明では、ドライブとし
て磁気ディスク装置を用いた場合を例示したが、本発明
は光ディスク装置等の任意の回転型記憶装置を用いたデ
ィスクアレイサブシステムにおいても同様な効果を発揮
することが可能である。

【００８０】

【発明の効果】本発明の記憶装置によれば、たとえばレ
ベル５のディスクアレイを構成する場合において、書き
込み時における処理のオーバヘッドを減少させて、ディ
スクアレイの性能向上を実現できる、という効果が得ら
れる。

【００８１】また、障害ドライブ内のデータ復元用スペ
アドライブの記憶容量を装置の性能向上に利用すること
によってドライブ資源の有効活用を図ることができる、
という効果が得られる。

【００８２】また、入出力処理の負荷の変動等を利用し
てライトペナルティの軽減を実現することができる、と
いう効果が得られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の記憶装置の一実施の形態であるディス
クアレイサブシステムの構成の一例を示す概念図であ
る。

【図２】本発明の記憶装置の一実施の形態であるディス
クアレイサブシステムにおけるアドレス変換テーブルの
一例を示す説明図である。

【図３】本発明の記憶装置の一実施の形態であるディス
クアレイサブシステムにおけるキャッシュミス時の書き
込み処理の一例を示す説明図である。

【図４】本発明の記憶装置の一実施の形態であるディス
クアレイサブシステムにおけるキャッシュミス時の書き
込み処理の一例を示す説明図である。

【図５】本発明の記憶装置の一実施の形態であるディス
クアレイサブシステムにおけるキャッシュミス時の書き
込み処理のタイミングチャートである。

【図６】本発明の記憶装置の一実施の形態であるディス
クアレイサブシステムにおけるキャッシュヒット時の書
き込み処理の一例を示す説明図である。

【図７】本発明の記憶装置の一実施の形態であるディス
クアレイサブシステムにおけるキャッシュヒット時の書
き込み処理のタイミングチャートである。

【図８】本発明の記憶装置の一実施の形態であるディス
クアレイサブシステムにおける書き込み処理時のフロー
チャートである。

【図９】本発明の記憶装置の一実施の形態であるディス
クアレイサブシステムにおけるパリティ更新時のフロー
チャートである。

【図１０】本発明の記憶装置の一実施の形態であるディ
スクアレイサブシステムにおける読み出し処理時のフロ
ーチャートである。

【図１１】本発明の記憶装置の一実施の形態であるディ
スクアレイサブシステムにおけるパリティ更新処理の開
始契機の決定過程の一例を説明するフローチャートであ
る。

【図１２】本発明の記憶装置の一実施の形態であるディ
スクアレイサブシステムにおけるパリティ更新契機管理
テーブルの一例を示す説明図である。

【図１３】従来の一般的なＲＡＩＤ（Ｌｅｖｅｌ５）の
ディスクアレイにおけるパリティ更新処理の一例を示す
説明図である。

【符号の説明】

１…ＨＯＳＴ ＣＰＵ（上位装置）、２…ディスクアレ
イサブシステム（記憶装置）、３…外部バス、４…ＣＰ
Ｕ、５…ＣＰＵ用メモリ、６…ＲＯＭ、７…内部バス、
８…インターフェース回路、９…キャッシュメモリ、１
０…ＳＣＳＩコントローラ、１１…論理グループ、１２
…ドライブ、１３…ＳＣＳＩバス、１４…アドレステー
ブル、１５…論理アドレス、１６…論理グループ番号、
１７…ドライブ番号、１８…キャッシュフラグ、１９…
スペアドライブ番号、２０…パリティドライブ番号、２
１…ドライブ内アドレス、３０…パリティ更新契機管理
テーブル。

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 上位装置との間で授受されるデータが格
   納される記憶階層を構成するキャッシュメモリおよび複
   数のドライブからなり、複数の前記データから少なくと
   も一つの冗長データを生成し、前記データおよび前記冗
   長データを複数の前記ドライブに分散して格納する記憶
   装置であって、 前記上位装置からのデータ書き込み要求に応じて受領し
   た書き込みデータを前記キャッシュメモリおよび前記ド
   ライブに二重に書き込み、以降は前記ドライブに書き込
   まれた前記書き込みデータを使用する制御論理を備えた
   ことを特徴とする記憶装置。
2. 【請求項２】 請求項１記載の記憶装置において、前記
   書き込みデータが既に前記ドライブに格納されている複
   数の旧データの一つに対応した更新データの場合、当該
   更新データを、前記旧データが格納されていたドライブ
   とは異なるスペアドライブに格納し、前記旧データが格
   納されていた前記ドライブを、以降に発生する他の前記
   書き込みデータのための前記スペアドライブとして使用
   することを特徴とする記憶装置。
3. 【請求項３】 請求項１記載の記憶装置において、前記
   キャッシュメモリおよび前記ドライブに前記書き込みデ
   ータを二重に格納した時点で、前記上位装置に書き込み
   完了を報告し、前記上位装置からの前記データ書き込み
   要求とは非同期に任意の契機で、前記書き込みデータに
   対応した前記冗長データの生成処理を実行することを特
   徴とする記憶装置。