JPH11282636A - 高集積度コントロ―ラを有する高密度ｒａｉｄサブシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 この発明はＲＡＩＤアレイのような大容量記
憶装置サブシステムのための方法と装置を提供する。 【解決手段】 この発明は、第１および第２の空洞を画
定するハウジングを含み、前記第１空洞は、ＲＡＩＤコ
ントローラのようなアレイコントローラを収容する。第
２空洞は、３．５インチ規格に適合する実質的に通常の
ＩＤＥドライブを複数個収納する。このアレイは、ハウ
ジングにより限定される極端に小さな空間内で、アレイ
コントローラとドライブの冷却を最大にするように構成
される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はディスクドライブに
関し、特にＲＡＩＤアレイサブシステムおよびコントロ
ーラに関する。

【０００２】

【従来の技術】ハードディスク記憶装置は、全てのパー
ソナルコンピュータおよびサーバ、また同様に多くの他
の関連するタイプのシステムに普及するようになった。
多くの例において、そうした記憶装置は、少なくとも複
数のバックアップとバックアップとの間の時間のための
ミッションクリテイカル（ｍｉｓｓｉｏｎ−ｃｒｉｔｉ
ｃａｌ）情報の保管のみを行う。結果としてこれらの記
憶装置は信頼性が高く、極度に高度なデータ保全を維持
しなければならない。

【０００３】データ破壊を保証するために、多くのタイ
プの記憶装置サブシステムが開発されてきたが、その中
にはミラードドライブ（ｍｉｒｒｏｒｅｄ ｄｒｉｖ
ｅ）、フェイルオーバ（ｆａｉｌｏｖｅｒ）システム、
多重冗長ドライブサブシステムがある。その高い信頼性
の故に特によく注目されてきた多重冗長サブシステムの
一形式は、「安価なドライブの冗長アレイ」、すなわち
ＲＡＩＤサブシステムである。

【０００４】一般にＲＡＩＤサブシステムはサーバその
他のコンピュータシステム内に組み込まれてきた。一般
に、ＲＡＩＤサブシステムは二つまたはそれ以上のディ
スクドライブ（一般的に同一容量で、しばしば同一タイ
プ）を含み、そして少なくともＲＡＩＤ構成のいくつか
の形式において、各ドライブがサブシステム上に記憶さ
れるデータの最初の部分のための一次記憶装置として働
くように構成され、またこのデータの第二の部分のため
のバックアップ記憶装置として働くように構成される。
ＲＡＩＤシステムのための種々なバックアップスキーム
が開発されてきたが、その中にはＲＡＩＤ０、ＲＡＩＤ
１、ＲＡＩＤ５がある。ＲＡＩＤ０においてはデータの
冗長性が全く与えられず、ＲＡＩＤアレイの容量は単純
に個々のドライブの容量の合計である。ＲＡＩＤ１にお
いては、ミラードドライブ（ｍｉｒｒｏｒｅｄ ｄｒｉ
ｖｅ）によく似た結合したしたドライブによってバック
アップされる。ＲＡＩＤ１はほとんどの場合偶数のドラ
イブで構成される。これに対してＲＡＩＤ５は、典型的
に最少三つのドライブから始まる種々な数のドライブに
より構成される（二つのドライブは単にＲＡＩＤ１に程
度が下がるだけである）。５ディスクＲＡＩＤ５サブシ
ステムにとって、各ドライブはその容量の８０％が一次
記憶装置として働き、またその容量の２０％が二次メモ
リとして働く。結果として、そうしたアレイの記憶容量
はドライブの容量の合計の８０％である。

【０００５】一般に先行技術のＲＡＩＤサブシステム
は、サーバの外部にあった。これはとりわけ、スペース
と信頼性の問題を生じた。通常のサイズのＰＣケースは
一般的にディスク記憶装置のために非常に限られた数の
ベイしか持たず、また通常のＲＡＩＤは利用可能なスペ
ースに適合するにはあまりにも大きい。これはすでに混
雑した領域内に特別な設置スペースを必要とし、また、
ＲＡＩＤデバイスへのサーバまたは他のＰＣを接続する
ための外部ケーブルのためのスペースも必要とする。よ
り一般的な外部装置の故障の原因の一つはケーブル故障
であり、これは、しばしば人間がケーブルに衝突したり
不適切に切断したりすることによる。

【０００６】いくつかの例において、例えばＨＰネット
サーバラインのいくつかのモデルにおいて、記憶装置の
ために特別のベイを供給する特大のケースが供給されて
きた。例えば、ネットサーバＬＭ製品は、このサーバの
拡張スロット内に挿入されるＲＡＩＤコントローラ付き
の二倍幅ケースと、３．５インチ規格に合致するドライ
ブのための八つのベイのスタックを有する。しかしなが
らこの解決方法は明らかに特定ベンダーの特定モデルの
サーバを買うことを要しており、こうしてユーザのオプ
ションを制限する。その上、このＲＡＩＤコントローラ
は、他の装置に使用できる拡張スロットを占有すること
となる。先行技術のこれらの制約は、ＲＡＩＤサブシス
テムを既存のサーバ内に含めるというユーザの希望を、
非常に限られたオプションとしてきた。

【０００７】この発明の譲受人は、既存サーバ内にＲＡ
ＩＤサブシステムを含ませる際にエンドユーザが直面す
る二律背反のいくつかの面を解決することを、これまで
に試みてきた。たとえばアイワ／コア（ＡＩＷＡ／ｃｏ
ｒｅ）のマイクロアレイは、５．２５インチ標準高さ規
格内に収まるように構成された。これによりこのサブシ
ステムは、大部分の既存のケース内に設置可能になり、
先行技術における置き場所（ｆｏｏｔｐｒｉｎｔ）と外
部接続の問題を避けることができた。このマイクロアレ
イ製品は、２．５インチ規格に合致する（最高５台まで
の）複数のＩＤＥディスクドライブを、このサブシステ
ムへ挿入することを可能にする。このマイクロアレイ製
品は、ＲＡＩＤコントローラと、ＩＤＥドライブをこの
ＲＡＩＤコントローラにインタフェースしホストシステ
ムへの外部ＳＣＳＩインターフェースを供給するための
関連電子製品とをその５．２５インチ規格内に有する。

【０００８】このマイクロアレイ製品は既存の先行技術
に勝る多くの利点を提供するが、いくつかの欠点も有す
る。一つの重大な欠点はそれが高価な２．５インチディ
スクドライブを必要とすることであり、この２．５イン
チディスクドライブは、一般的に３．５インチ規格に合
致するドライブよりもはるかに容量が少なく信頼性が低
いもので、一方同時にかなりコストが高くなる。これら
の制限の故に、２．５インチドライブは典型的にラップ
トップアプリケーションのみにおいて市場を見出した
が、一方大部分のデスクトップアプリケーションは３．
５インチドライブを使用してきた。

【０００９】その上、マイクロアレイ製品のＲＡＩＤコ
ントローラは、今日他の装置において利用できるものに
比較して、制限されたスループットしか提供されておら
ず、複雑で従って高価な設計となっている。このコント
ローラは実質的に従来の考えをインプリメントし、また
アレイの中の各ドライブごとに独立のＩ／Ｏチャネルを
提供する。これにより大きなスペースを必要とし、２．
５インチ規格よりも大きいドライブの使用を妨げてい
る。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】結果として５．２５イ
ンチ標準高さのベイの従来のサーバケースに適合でき、
同時にそのスペース内に統合されたコントローラを提供
し、また低コストで大容量の３．５インチドライブの使
用を可能にするＲＡＩＤサブシステムへの需要が存在し
てきた。

【００１１】

【課題を解決するための手段】この発明は先行技術を大
きく改良するＲＡＩＤサブシステムを記述するが、その
改良点は、改良した容量、改良したスループット、より
高い信頼性、より低いコストであって、また同時に単一
の５．２５インチ標準高さのベイの中にフィットするも
のである。この発明のＲＡＩＤサブシステムは、ＥＩＤ
Ｅインタフェイスを使用する複数の３．５インチディス
クドライブの使用を含み、また同時に望ましい高速のデ
ータ転送速度を有するホストシステムへのウルトラＳＣ
ＳＩインターフェイスを提供するものである。

【００１２】前記の目的を達成するために、機械的およ
び電気的なインターフェイスの注意深い管理が、アレイ
中の個別のドライブとコントローラの間に、またサブシ
ステムとホストの間に必要とされてきたが、これは厳し
く制限されたスペース内で所望の性能を得るためであ
る。その上サブシステム内で通風のために利用できる空
間が非常に限られているので、注意深い熱管理が必要と
されてきた。最後に前記要件が従来のコントローラ設計
の使用を実質上不可能にしたので、この発明の一部分と
して高度に集積したＲＡＩＤコントローラが開発され
た。この発明のコントローラは追加的な特徴として、こ
の発明のＲＡＩＤサブシステムの機械的な設計の外側の
領域に大きな利点を提供する。

【００１３】上記の機械的、電気的、熱的、諸問題に加
えて、この発明はエンドユーザによるメンテナンスが容
易にできることを目的としており、サブシステム内に統
合されたドライブへエンドユーザが容易にアクセス可能
とする付加的な要件が加わる。これはエンドユーザがサ
ブシステムのフロントパネルを取り除いて、一つまたは
それ以上のドライブを取り除くことを可能にする。これ
は、１９９７年９月１６日に出願され、「ディスクドラ
イブラッチ」と称し、この発明と同一の譲受人に譲渡さ
れ、本願に参考文献として組込まれた米国特許出願第０
８／９３１７６６号に記述された方法である。同時に、
各ドライブの動作についての情報に関しエンドユーザ
は、少なくともこのサブシステムフロントパネルにステ
ータスとアクセスの情報が配信されることを強く希望す
る。ユーザにそうした情報を提供する最も信頼できる方
法は、ＲＡＩＤコントローラが装着されるプリント基板
にＬＥＤまたは他のディスプレイデバイスを集積するこ
とであるが、そうした設計を行えば、エンドユーザが少
なくともそのプリント基板の端に触れるかもしれない。
この結果として、アクセス中にエンドユーザがサブシス
テムの内部に適当な注意をしない場合、大量の静電気放
電すなわちＥＳＤから、コントローラ基板を保護しなけ
ればならない。

【００１４】前記のようにこの発明のコントローラに対
しては、先行技術に一般に見出されない多数の設計上の
制約がある。これらの中には、空間の制限があり、それ
は制御基板のための規格内で利用できる空間が、単純に
従来のコントローラの設計の使用を許容しないことであ
る。第二に規格により課される熱の要件が、従来のコン
トローラの設計を過剰な熱を生ずるものとして受け入れ
不可能にしている。第三にコストの要件が、複数のコン
トローラの使用を望ましくないものにしている。

【００１５】結果として、高度に集積されたＲＡＩＤコ
ントローラが開発され、そこではＳＣＳＩホスト機能に
より使用される単一のＩ／Ｏチャネルが供給され、また
アレイ内に含まれる複数のドライブと共にＤＭＡ機能が
供給される。この単一のＩ／Ｏチャネルは、時間多重化
されていて、これにより各ドライブが所定の限られた時
間にコントローラへアクセスできるようになっており、
またインタフェースのＳＣＳＩホスト部分が、同様に所
定の限られた時間にコントローラへアクセスできるよう
になっている。適当なクロック速度を使用することによ
り、この単一チップコントローラは、それに必要な諸機
能の各々に対応すると同時に、必要なＤＭＡ機能を管理
することができる。一つの実施例において、コントロー
ラのエンジンは、在庫品のフィールドプログラムマブル
ゲートアレイ、すなわちＦＰＧＡで実施できるが、その
設計はＡＳＩＣまたは他の類似の装置によっても実施で
きる。ここではこの発明のコントローラを内蔵ＲＡＩＤ
サブシステムに使用する例を示したが、内蔵および外部
の両方のＲＡＩＤサブシステムへの適用、または全く外
部のＲＡＩＤ環境への適用にまでこの設計はおよぶ。

【００１６】その上、この発明のアレイは、アレイ内に
維持されるディスクドライブのホットスワッピングを可
能にする。ユーザがアクセス可能なドライブ特定スイッ
チにより、このシステムのファームウエアはドライブを
パワーダウン可能である。それからこのドライブは除去
されて、新たなドライブが設置される。それからファー
ムウエアは自動的に新ドライブの設置を検知して、電力
を再び印加すると共に、データと制御信号を再接続す
る。この技法は、ダウンタイムやデータの損失なしに遂
行できるメンテナンスを可能にし、パワーサージを抑制
し、静電気放電からの保護を行う。

【００１７】この発明の、これらおよび他の特徴は、以
下の「発明の実施の形態」を添付図面と共に参照するこ
とにより、一層良く理解されるであろう。

【００１８】

【発明の実施の形態】全体に図１ないし図８、特に図１
と図２を参照すると、この発明のＲＡＩＤサブシステム
が、より良く理解できる。後でより良く理解されるよう
に、このサブシステムのトップカバー１２は、図１では
除去されているが、図２に明示されている。複数の従来
型ＩＤＥコンプライアントディスクドライブ１５Ａ、同
１５Ｂ、同１５Ｃ（ＩＤＥはその一般的な範囲にＥＩＤ
ＥとウルトラＤＭＡドライブを含む）は、その各々が受
け入れられた３．５インチ規格に従っており、ケース２
５内のフロントベゼル（ｂｅｚｅｌ）２０の後ろに装着
されている。ケース２５は、ベゼル２０と共働して、ほ
ぼ幅５．２５インチ、高さ３．２５インチとして一般に
受け入れられている、５．２５インチ規格の標準の高さ
に一致する。ラッチ２２Ａは、ベゼル２０と一体に形成
され、ケース２５内で受け皿２２Ｂと噛み合わされてい
るが、このラッチ２２Ａは、ケース２５の内側に係合す
るベゼルの反対端の内側のＬ型ポスト（図示なし）と共
働して、ベゼルがラッチから外れて、外へ開いてメンテ
ナンスのために、取りはずされるようにする。規格の長
さの制約はもっと緩いが、一般に８インチないし１０イ
ンチ程度である。内部の上板３０と内部の側壁３５が、
ケース２５に固定されて、３．５インチドライブ１５Ａ
ないし１５Ｃを装着するに適した第１空洞４０を画定す
る。上板３０と側壁３５はまた、第１空洞４０の左に、
長く狭い第２空洞４５を囲むが、これについては後で詳
述する。

【００１９】各ドライブ１５Ａないし同１５Ｃは、Ｕ型
ドライブブラケット５０（図８と図９に最も良く示され
これに関連して詳細に説明されている）内に装着され、
Ｕ型ドライブバスケット５０は一組のレール５５Ａ−Ｂ
およびドライブ拡張ボード６０を含んでなる。装着機構
６５がレール５５Ａ−Ｂ上に装着され、この機構は１９
９７年９月１６日に出願され「ディスクドライブラッ
チ」と題し本願に参考文献として組み入れられた米国特
許出願第０８／９３１７６６号に記述されている。レー
ル５５Ａ−Ｂは、装着プレート７５Ａ−Ｂ（図２と図４
に最も良く出ている）に合わせて複数の溝７０内に、滑
動可能にはめ込まれており、装着プレート７０Ａ−Ｂ
は、ケース２５の右側壁８０の内側と内部側壁３５の右
面に取り付けられている。

【００２０】ドライブ１５Ａないし同１５Ｃの各々に結
合されたドライブ拡張ボード６０の後ろに位置している
のは、バックプレーン８５で、図６と図７に関連して以
下に説明する。バックプレーン８５は、各ドライブ拡張
ボード上でマッチングコネクタ９０Ａと噛み合わせるた
めに、複数のコネクタ９０（図２と図７に特に示され
る）を有し、またケース２５の左側の下の空洞４５内に
装着されるＲＡＩＤコントローラプリント基板１００を
装着するために、コネクタ９５（図６と図７に最も良く
出ている）を有する。バックプレーン８５とＲＡＩＤコ
ントローラ基板１００を収納し、ファン１１０を支持す
るために、後ろカバープレート１０５がケース２５の後
ろに取り付けられている。後ろカバープレート１０５
は、バックプレーン８５の後ろに間隔をとって、プレナ
ムチャンバー１１５を形成し、これによりケース２５に
より窮屈に配置されたＲＡＩＤコントローラ基板１００
および複数のドライブ１５Ａ−Ｃをファンが効率的に冷
却できるようにしている。上記の種々の素子の他の詳細
は、他の図面に関連して以下に説明する。

【００２１】続けて全体に図１ないし図８を参照し、ま
た特に図３を参照すると、ディスクドライブ１５Ａ−Ｃ
の配置とバックプレーン８５に対するそれらの接続がよ
り良く理解できる。ドライブ１５Ａ−Ｃ（ドライブ１５
Ａのみが図３に示されている）はラッチ機構６５により
ケース２５の中にラッチされ、ラッチ機構６５はドライ
ブ拡張基板６０に取り付けられたコネクタ９０Ａをバッ
クプレーン８５上のコネクタ９０と噛み合い接続させ
る。ドライブ拡張ボードがドライブ１５Ａの後ろにいく
らか間隔をとっておかれ、これにより特に複数のドライ
ブ１５Ａ−Ｃの長さのバラツキを許容し、また気流チェ
ンバも形成している。同様にコネクタ９０と同９０Ａの
空間もドライブ拡張ボード６０とバックプレーン８５の
間に気流チェンバ１５０を形成する。ドライブ１５Ａ
が、フレキシブルリボンケーブル６０Ａにより、ドライ
ブ拡張ボードに接続されているのがここに見えるが、図
９には一層よく見える。リボンケーブル６０Ａは、ドラ
イブ１５Ａに含まれるＩＤＥコネクタに接続し、また異
なったタイプのドライブ上のコネクタの位置の僅かな変
動を許容する。

【００２２】バックプレーン８５は、（左で）装着ブラ
ケットの上部および下部ペア１５５と、もう一つのペア
１６０により、ケース２５に取り付けられる。例示的な
実施例において、内側側壁３５と一体に形成された装着
ブラケット１５５は、二重に曲げられている。装着ブラ
ケット１６０は、側壁８０へ取り付けられている。多く
の場合必要ないが、装着ブラケット１５５内のこの二重
の曲げにより提供される弾性は、挿入および除去の処理
によりドライブとバックプレーンに加えられる歪みの力
を吸収するのを補助する。更に、装着ブラケットとバッ
クプレーンの弾性は、リボンケーブル６０Ａと共に、フ
ァンまたは他のドライブまたはシステム内の他のどこか
らかにより加えられる全ての振動から、ドライブを分離
するのを補助すると考えられる。この組み合わせは、シ
ステムの信頼性を増し、ドライブの寿命を延ばすのを補
助すると考えられる。少なくとも、いくつかの場合にお
いて、バックプレーン８５とドライブ拡張ボード６０の
柔軟性は、リボンケーブル６０Ａと共に、適切な柔軟性
を与えると共に分離を行うのに充分である。

【００２３】プレナムチャンバー１１５もまた図３から
理解され、ファン１１０の正面の減圧空間に見ることが
できる。プレナムチャンバー１１５は、空洞４０を通じ
てドライブ１５Ａ−Ｃの周りに引き込まれ、空洞１５０
内に集められた空気と共に、空洞４５を通じてＲＡＩＤ
コントローラ基板１００を通過して引き込まれた空気を
集める。バックプレーン８５と後部カバープレート１０
５の間の間隔は、ファン１１０がＲＡＩＤアレイを通じ
て空気を引き込み、許容可能な温度範囲内にアレイを維
持する効率を最適化するよう必要なだけ調節できる。

【００２４】製造を容易にするために、ＲＡＩＤコント
ローラ基板は、空洞４５内に滑動可能に装着される。２
組のガイド１６５は、上部壁３０に下向きに穴をあけて
実質的にスロットを形成することにより、単一的に形成
可能であり、ケース２５の底に形成された類似のスロッ
ト（図示なし）と組み合わせて、基板１００の上縁を空
洞４５内の中心に位置させる。同様のガイド１７０もま
た壁３０の正面に設けられる。

【００２５】図４を参照すると、ドライブ１５Ａ−Ｃを
スタックする配列が、空洞４０と４５を通る空気流と同
様により良く理解できる。図３では、上部カバーが示さ
れていない。ＲＡＩＤコントローラ基板１００は、空洞
４５の中央に配置され、基板のいずれの側からも空気流
が通れる。その上、装着ブロック７５Ａ−Ｂとレール７
０の間の間隙が、空洞４０内で、ドライブ１５Ａ−Ｃの
いずれの側にも空気を通過させる。空洞４０と４５を通
る空気流に一致するように、ファン１１０とプレナムチ
ャンバーのサイズを適当に定めることにより、これらの
ドライブとＲＡＩＤコントローラ基板は充分な冷却がな
されて、長期連続運転を可能にする。より薄いドライブ
を使用して、図１１に関連して説明するＲＡＩＤコント
ローラに相応な変更を行えば、ドライブを追加し得る。

【００２６】更に、リーフスプリング１７５が、空洞４
５の正面に配置され、それにより基板１００を正しい位
置へ付勢すると共に、アレイのメンテナンス中にユーザ
により基板に印加されうる静電気電荷を放電すべく、基
板１００のアースも行う。コンピュータシステム内の大
部分のサブシステムと異なり、ＲＡＩＤコントローラ１
００の前縁は、ベゼルをはずすだけで、コンピュータシ
ステムのフロントパネルからユーザによりアクセス可能
となる。結果として、ＥＳＤ用の接地に適当なパスが、
基板１００の１方側の少なくとも一部分を導電物質でメ
ッキして、そのメッキをリーフスプリング１６５を通じ
てケースに接続することにより提供される。このリーフ
スプリングは、一般的に、銅または他の適当なスプリン
グ材料で形成し得る。少なくともいくつかの場合に、そ
うした他の材料の銅メッキが望ましい。基板１００のメ
ッキは図１０Ａに最も良く示され、参照番号２８５でメ
ッキが識別される。

【００２７】更に図４に示されるのは、各ドライブの１
組のＬＥＤ１８Ａ−Ｂと、各ドライブの押しボタン１８
５である。ＬＥＤ１８５Ａは典型的に、関連するドライ
ブのステータスを示し、異なった動作状態を示すのに異
なった色を用いる多色ＬＥＤである。ＬＥＤ１８０Ｂは
一般的に、関連するドライブの活動を示す。押しボタン
１８５は、ＲＡＩＤコントローラに、ユーザによる関連
ドライブの切断指示信号を与える。押しボタン１８５を
押すことにより、ＲＡＩＤコントローラは関連ドライブ
への電力と信号パスを切断して、残りのアレイを動作し
続けながら、そのドライブを安全に取りはずしできるよ
うにする。ドライブが一旦アレイから電気的に切断され
ると、ラッチ６５により、このドライブが物理的に取り
はずし可能状態となる。このドライブまたは他の同等な
ドライブが、それからラッチ６５を締めることによりア
レイへ戻される。例示的な実施例において、バックプレ
ーンコネクタ９０へドライブコネクタ９０Ａを挿入する
と、アレイによりドライブの付加が検知される。しかし
ながら、いくつかの実施例においては、再び関連の押し
ボタンを押すことにより、新しいドライブの追加をアレ
イが検知するようにしてもよい。

【００２８】次に図５を参照すると、このサブシステム
の後部は上面半横向き透視図に見られ、冷却ファン１１
０とホストを接続するための外部コネクタを、より良く
理解できるようになっている。図３に関連して説明した
ように、冷却ファン１０はバックプレーンの中央の背後
に配置され、ファンからの受け入れがたい乱気流を充分
に避け得るように間隔をあけてあり、ドライブとプリン
ト基板を通る空気流の量を増加させ、従ってファンの効
果を最大化している。ファン１１０の左に、９ピンＤシ
ェルコネクタ２００が配置され、これはこの発明の譲り
受け人により提供されるアレイビュー（Ａｒｒａｙ Ｖ
ｉｅｗ）製品またはサブシステムのステータスをモニタ
するのに適した他の製品のようなモニタ装置に接続され
て使用される。Ｄシェルコネクタ２００の下には、通常
のパワーコネクタ２０５がある。Ｄ型コネクタ２００と
パワーコネクタ２０５は、例示的な実施例において、バ
ックプレーン８５に接続され、後部カバープレート１０
５の開口を通じて延びている。ファンの右側に、シング
ルエンド超ワイドＳＣＳＩ標準に合致した高密度コネク
タ２１０があり、これと共に、ユニットのＩＤの設定、
種々の診断および他の通常の機能の遂行のためにふさわ
しいジャンパーブロック２１５がある。コネクタ２１０
と２１５は、ＲＡＩＤコントローラ基板１００に取り付
けられ、後部カバープレート１０５の開口を通して延び
ている。ＳＣＳＩコネクタ２１０は、ホストシステムへ
のインターフェイスを提供し、またこのサブシステム全
体が、ホストシステム内のホストアダプタに対して単一
のＳＣＳＩ装置に見える。他の実施例において、このサ
ブシステムは、ディフアレンシャルＳＣＳＩ、ワイドＳ
ＣＳＩ、または他のインターフェイスなどの異なったコ
ネクタの異なったインターフェイス規格に準拠するよう
にして良い。

【００２９】次に図６を参照すると、後ろカバープレー
ト（ファンを含む）を除去した状態のアレイサブシステ
ムの後立面図が示され、それによりバックプレーン８５
のレイアウトが詳細に示されている。また図７を参照す
ると、前立面図にバックプレーン８５のレイアウトを示
す。特に図６を参照すると、コネクタ２００と２０５が
バックプレーン８５と一体に示され、デュアルコネクタ
９５がバックプレーン８５をＲＡＩＤコントローラ基板
１００に接続する方法も示されている。その上、多様な
ベントすなわちカットアウト２２５が、バックプレーン
８５の周辺と内部の両方に存在して、プレナム（ｐｌｅ
ｎｕｍ）チャンバー１１５への空気流を改善することが
分かる。バックプレーンは孔２３０を貫通する４つのネ
ジ（図示なし）により保持され、装着ブラケットの噛み
合うペア１５５と１６０へ装着される。またバックプレ
ーン８５の上にアラーム２３５があり、これはアレイの
パフォーマンスをモニタする多様なセンサからの信号に
応答する。例えば、これは、１つまたはそれ以上のドラ
イブ温度センサ２４０、ファンセンサ２４５などを含
み、実施例では、図７に示すように、バックプレーンの
正面に装着される。更に、バックプレーンの正面に示さ
れるコネクタ９０は、高サイクル低挿入力コネクタで、
通常のＩＤＥバスとパワーの両方を、関連のドライブに
供給する。それからドライブエクステンション６０はド
ライブへ適当な機械的インターフェイスを供給するが、
これには通常のＩＤＥコネクタと通常のパワーコネクタ
による。コネクタ９０へ接続するドライブ１５Ａ−Ｃの
特有の順序は重要でないが、本例示的な実施例では、ト
ップコネクタに結合されるドライブは、ドライブ０と指
定され、ミドルコネクタはドライブ１と指定され、ボト
ムコネクタはドライブ２と指定される。

【００３０】次に図８と図９を参照すると、単一のドラ
イブ１５Ａをドライブブラケット５０にはめ込む方法が
より良く理解できる。図１と図２に関連して前記したよ
うに、ドライブブラケット５０は一組のレール５５Ａ−
Ｂと共にドライブ拡張ボード６０を有してなる。ドライ
ブ１５は普通の機械ねじによりブラケット５０に取り付
けられ、またケーブル６０Ａおよびバックプレーンコネ
クタ９０と共に通常のＡｍｐｈｅｎｏｌパワーコネクタ
６０Ｂを通じてブラケットへ電気的に接続されている。
またラッチ機構６５が示される。

【００３１】次に図１０と図１１を参照すると、ＲＡＩ
Ｄコントローラ基板１００が見られる。ＲＡＩＤコント
ローラ基板１００は単一の両面プリント回路基板で、そ
れは図１２からより良く理解される。図１０Ａに示され
る側はアウトボード（ｏｕｔｂｏａｒｄ）側であるが、
こちらから見るとコネクタ２１０と同２１５は左端に見
られる。ＲＡＩＤコントローラはＲＡＩＤエンジン集積
回路２６０（これはフィールドプログラムマブルゲート
アレイ、ＡＳＩＣ、または他の適当な実装であってもよ
い）を含み、これにより必要な待ち行列とＤＭＡの機能
を遂行する。ＲＡＩＤエンジン２６０は、キャシュメモ
リ２６５（図１１）、ＲＡＩＤコントローラの動作を管
理するためのＲＩＳＣ ＣＰＵ２７０、それに結合した
ＣＰＵメモリ２７５（両方とも図１１）、ホストインタ
フェースを管理するためのＳＣＳＩプロセッサ２８０
（図１０）と通信する。ＬＥＤ１８０Ａ−Ｂと押しボタ
ン１８５が、前縁でＲＡＩＤコントローラボードに接続
されるのが見え（図１１）、一方ボードの反対側に、導
体ＥＳＤメッキ２８５（図３に関連して一般に議論され
る）が見える。本願に示されるＲＡＩＤコントローラボ
ード１００の例示的な実施例は、バックプレーンをボー
ド１００に接続できるようにするために一組のコネクタ
２７５を含む。時間／日付チップ２９０と共に、図１２
に関連して記述した通常の機能を遂行する種々の他のセ
ンサと論理回路も供給され得る。メッキ２８５の配列か
ら見て、特に図１０から分かることは、この発明のサブ
システムのメンテナンスを行うユーザが、メンテナンス
中に、静電気を放電して伝達し、結果としてＲＡＩＤコ
ントローラを損傷するのを実質的に防止するようになっ
ていることであり、それはメッキ２８５が上記のように
接地面に直接接続されているからである。

【００３２】次に図１２および図１３ないし図１６を参
照すると、この発明の電気的動作がよりよく理解され
る。一般に、ＲＡＩＤサブシステムはホストから見る
と、通常のＳＣＳＩコマンドに外部的に適合する単一ボ
リュームに見えるが、しかし内部的には完全にＲＡＩＤ
アレイとして動作する。このＲＡＩＤアレイの動作はＲ
ＡＩＤコントローラにより制御され、一方ＲＡＩＤコン
トローラは、時分割多重と独立の３２ビットＤＭＡとＣ
ＰＵソフトウエア処理メモリを使用することにより、エ
ンジンのピーク速度において同時非競合アクティビティ
を可能にする。ＤＭＡすなわちキャシュメモリ２６５
は、たとえば１ｘ３６メモリとして構成された４メガバ
イトであり、１６０ＭＢ／秒程度の帯域幅を有するシン
グルサイクルページ化ＥＤＯパイプラインを供給する。
ＣＰＵメモリ２７５は、例示的な実施例では１ｘ３２で
形成された４メガバイトとして構成され、８０ＭＢ／秒
の帯域幅を有する２サイクルページ化ＥＤＯパイプライ
ンを提供する。

【００３３】ＣＰＵ２７０は、たとえば４０ＭＨＺで動
作するＬＳＩ ＬＲ３３３１０−４０ ３２ビットＲＩ
ＳＣプロセッサであり、埋め込みＲＡＩＤオペレーティ
ングシステムを記憶するＦＬＡＳＨ ＲＯＭ３００と共
働する。アーキテクチャの中心にＲＡＩＤ集積回路２６
０があり、これはたとえばＡｌｔｅｒａフィールドプロ
グラマブルゲートアレイ（ＦＰＧＡ）またはその均等物
またはＡＳＩＣとして構成され、これは各ＤＭＡ Ｉ／
Ｏチャネルのためにコマンド待ち行列の提供、種々のデ
ータＩ／Ｏ待ち行列の管理、それに関連するキーバス上
のバスアクティビティの管理を行い、システムの周辺機
能をサポートする。ＦＰＧＡ２６０に関連する５つの主
要なバスは次の通りである：４０ＭＢ／秒の１６ビット
ＳＣＳＩプロセッサバス３０５（典型的にウルトラＳＣ
ＳＩ動作のために構成されているが他のＳＣＳＩプロト
コルをサポートできる）；３．３３ＭＢ／秒の８ビット
ＳＣＳＩチップパイプライン化Ｉ／Ｏバス３１０；１６
ＭＢ／秒の１６ビットＩＤＥドライブバス３１５；１６
０ＭＢ／秒の３６ビットディスクキャッシュメモリ（Ｄ
ＣＭ）バス３２０；および８０ＭＢ／秒の３２ビットＣ
ＰＵバス３２５である。ＦＰＧＡ２６０は、５つのバス
全てが並列に動作できるように構成され、ＳＣＳＩプロ
セッサバス３０５、ＩＤバス３１５，およびＤＣＭバス
３２５によりＲＡＩＤエンジン２６０へのアクセスを多
重化するのに充分な速度で動作するＲＡＩＤエンジン２
６０を有し、また定義されたサイクル内でＳＣＳＩプロ
セッサバス３０５とＩＤＥバス３１５の各々にワンタイ
ムスロットをＤＣＭバス３２０のためにツータイムスロ
ットを割り当てることにより、ＩＤＥバス３１５と、Ｄ
ＣＭバス３２０を有する。例示的な実施例において、１
サイクル全体で１００ｎｓ程度であり、４つのタイムス
ロットは各々２５ｎｓを割り当てられる。ＲＡＩＤエン
ジン２６０のパフォーマンスの故に、このサブシステム
の正味スループットは、主として以下の４つの要素に依
存する：ＩＤＥドライブのパフォーマンス、一体型オペ
レーティングシステム内のＲＡＩＤ機能オーバーヘッ
ド、ユーザのホストアダプタのパフォーマンス、ユーザ
ホストアプリケーションのドライバオーバーヘッドであ
る。

【００３４】更に図１２を参照すると、システムの動作
は実質的に次の通りである：電源投入すると、フラッシ
ュＲＯＭ３００からＲＩＳＣプロセッサ２７０に関連す
るＣＰＵメモリ２７５へ、オペレーティングシステムを
ロードすることにより、システムは安定状態になる。初
期化の後、ある時点で、読み取りまたは書き込みの要求
を、ホストシステム３４０からホストＳＣＳＩバス３５
０で受け取り、これが適当でアレイば、終端ブロック３
５５により終結される。この要求はそれからＳＣＳＩプ
ロセッサ２８０により処理され、ＳＣＳＩプロセッサ２
８０は適当な信号をＲＡＩＤエンジン２６０へＩ／Ｏバ
ス３１０上で送り、適当な確認信号を送り返される。そ
れからこのデータは、ホストシステムによりＳＣＳＩ
ＤＭＡバス３０５上で利用可能にされる。この時点で、
ディスクキャッシュメモリ２６５は空である。この要求
が情報を書き込むことでアレイば、ＣＰＵ２７０はＲＡ
ＩＤエンジン２６０に、このデータをＤＣＭ２６５へ渡
すように命令し、ＤＣＭ２６５でキャッシュ中に保持さ
れる。その後、バックグラウンド処理の間に、バス３２
０上でＲＡＩＤエンジン２６０により最初にデータをア
クセスすることにより、（使用されるＲＡＩＤ ｓｔｒ
ｉｐｉｎｇに従って、）適当にディスクに割り当てら
れ、ＩＤＥバス上で、ＩＳＯディスクバッファ３６０Ａ
−Ｃへ書き出される。それからこのデータは、特定のデ
ィスク１５Ａ−Ｃに書き出される。本願に記述する例示
的なシステムにおいては、バス３２０が１０本のアドレ
ス線と３６本のデータ線を含むのが適当である。同様
に、バス３２５は、３２本のアドレス線と３２本のデー
タ線を有している。この処理は、ＲＡＩＤエンジンから
ＳＣＳＩプロセッサ２８０へ供給され、それからホスト
３４０へ供給される確認信号で終了する。これらの種々
の事象のタイミングは、図１３ないし図１６および図１
７に関連して一層詳細に説明する。図１３において、Ｄ
ＰＩとＤＰＯはそれぞれ「入力データパス」と「出力デ
ータパス」を表す。

【００３５】読み取り動作においては、この処理は実質
上類似しているがいくらか逆になっている。この処理は
ＳＣＳＩインタフェースをアクテイブにし、一般的には
開始の時に行われるようにする。それからホストは確認
／肯定応答信号を送り設定を実行し、これに続いてＰＩ
Ｏバス３１０上で特定データの要求を送る。それからこ
の要求はＲＡＩＤエンジン２６０により検出され、ＲＡ
ＩＤエンジン２６０はそれをドライブ１５へ渡す。この
データはこれらのドライブからＲＡＩＤエンジン２６０
へ返され、ここからそれは一時的な記憶のためにディス
クキャッシュメモリ２６５へ渡される。適当な時間にＣ
ＰＵ２７０は、このデータがバス３２０を介してＤＣＭ
２６５から読み出されて、エンジン２６０を通じてＥＳ
ＥＩプロセッサ２８０へデータバス３０５上で渡される
ようにする。それからこのデータはＥＳＥＩプロセッサ
２８０からホストへバス３５０上で渡される。

【００３６】ＲＡＩＤエンジンはそのデータ管理機能の
他に、多数の周辺機器補修機能を管理する。これらの中
には温度超過検出器２４０とファンエラー検出器２４５
が含まれ、アラーム２３５で（適当な時に）警告信号を
生成する。時間／日付クロック２９０もまたモニタさ
れ、その電力は、システムがオフであるときに電力は電
池または他の電源３６５により供給される。ハードウエ
ア検出線３７０はステータスレジスタ３７５によりモニ
タされる。ドライブのための電力サージ制御はバッファ
３８０でモニタされる。このサブシステムの監視はまた
ｄｕａｒｔ３８５上でも供給される。典型的な監視は監
視と保守の両方のためにＲＳ２３２リンク３９０上で遂
行される。

【００３７】次に図１３ないし図１６および図１７を参
照するとＲＡＩＤエンジン２６０の動作の詳細が一層良
く理解され、その中にはＲＡＩＤエンジンにより種々な
バス上の信号が多重化されるタイミングが含まれる。上
記の図と同様に、図１２から同じ部品は同じ参照番号を
割り当てられている。

【００３８】前と同様に、ホストシステムの電源が投入
されると、ＲＡＩＤサブシステム１０が初期化を行い、
フラッシュＲＯＭ３００内に維持されるソフトウエアに
より設定されるときにＲＩＳＣ ＣＰＵ２７０により一
連のイネーブリングファクターが生成される。これらの
イネーブリングファクターは、ＩＤＥドライブを知られ
た状態にし、またＳＣＳＩプロセッサ２８０をアクティ
ブでイネーブルされた状態にし、ホストシステム３４０
へ通知する。ホストシステムはＳＣＳＩプロセッサから
の通知を確認し肯定の応答をする。その上、このイネー
ブリングファクターは、ＲＡＩＤエンジン２６０を知ら
れた状態にし、また特にＲＡＩＤエンジン２６０の内部
にある４０ＭＨｚ Ｉ／Ｏコマンド待ち行列プロセッサ
を初期化する。図１５は、図１４の鎖線内の一部分の代
案の配列を示す。

【００３９】初期化の後に、ホストシステムは前と同様
にドライブ１５Ａ−Ｃに書き込むべきデータを送る。こ
の情報はヘッダ情報とデータを含んでなり、バス３５０
上でＳＣＳＩプロセッサ２８０へ供給される。ＳＣＳＩ
プロセッサ２８０で加工した後に、このヘッダ情報は図
１３に破線で示したＲＡＩＤエンジン２６０へ、８ビッ
トプログラマブルＩ／Ｏバス３１０で供給される。この
ヘッダ情報はＲＡＩＤエンジン２６０へＳＣＳＩ ＰＩ
Ｏ４００を通して送られるが、ＳＣＳＩ ＰＩＯ４００
は入力データパス４０５と出力データパス４１０を有す
る。入力データパス４０５はマルチプレクサｍｕｘ４１
５の片側に接続し、マルチプレクサｍｕｘ４１５は間接
的にＩ／Ｏコマンド待ち行列プロセッサ３９０へ入力を
供給する。このＩ／Ｏコマンド待ち行列プロセッサ３９
０はフレームベースのスクリプトプロセッサであって、
ハーフワードのコマンド、行アドレスコマンドおよび列
アドレスコマンドを、１６ビットバスを経由してレジス
タ３９５へ供給する。レジスタ３９５はまたＲＩＳＣプ
ロセッサ２７０からアドレスを受け取る；プロセッサ２
７０はまた、ｍｕｘバッファ３９９を通じて与えられる
バス３２５の１０ビットブランチ３９７を経由して、Ｄ
ＣＭ２６５へアドレスを供給する。レジスタ３９５の出
力は、パイプラインレジスタ４０１とバッファ４０３を
通じて、ＤＣＭ２６５へ多重化１０ビットバス（１メガ
バイトのアドレス空間をアドレスする）を経由して供給
され得る。レジスタ３９５の出力は、間接的に、ＲＡＩ
Ｄエンジン２６０に関連する他の場所を示す出力データ
パスを供給するが、これにはｍｕｘ４１５への第２の入
力が含まれる。

【００４０】ＳＣＳＩプロセッサ２８０からのデータが
供給されるヘッダ情報と並行して、ＳＣＳＩプロセッサ
２８０からＳＣＳＩ ＰＩＯ４００へバス３１０上をＲ
ＡＩＤエンジン２６０へ１６ビットＤＭＡバス３０５経
由で供給される。特にデータは４０ＭＨｚで作動する１
６ビットツー３２ビットファネル４２０へ与えられる
が、これはＲＡＩＤエンジン２６０が３２ビット幅で内
部的に動作するからである。データはファネルｍｕｘ４
２５の片側へ供給されて、それからＩ／Ｏ待ち行列ｍｕ
ｘ４３０の片側へ供給される。待ち行列ｍｕｘ４３０の
出力はフレームベースＩ／Ｏ待ち行列４３５へされる
が、フレームベースＩ／Ｏ待ち行列４３５は４０ＭＨｚ
で作動し２５６ｘ３２で構成されて、１６０ＭＢ／秒の
スループットを供給する。Ｉ／Ｏ待ち行列４３５への他
の入力は、種々のＩＤＥプリンタ４４０、ＳＣＳＩポイ
ンタ４４５、ＤＣＭポインタ４５０を有する。データは
Ｉ／Ｏ待ち行列４３５の出力へ全部クロックされた第１
パイプライン出力レジスタ４５５へ供給され、それから
ＤＣＭｍｕｘ４６０の片側へ供給される。ｍｕｘの出力
は第２パイプライン出力レジスタ４６５へ供給され、バ
ッファ４７０を経由して、それからＲＡＩＤエンジン２
６０からＤＣＭ２６５へ供給される。

【００４１】ディスク１５Ａ−Ｃの適便な一つに書き込
むのに適当になるまで、データはＤＣＭ２６５に記憶さ
れ、書き込むディスクは典型的に通常のアルゴリズムに
従って、ＲＡＩＤオペレーティングシステムにより決定
される。その時に、Ｉ／Ｏコマンド待ち行列３９０が、
ディスクドライブへデータを書き込むコマンドを発行す
る。データはＤＣＭ２６５によりバッファ４７５へ供給
され、それからパイプライン入力レジスタ４８０へ供給
される。データはそれから第２入力レジスタ４８５と共
に、プロセッサ入力ｍｕｘ４９０の片側へ供給される。
ドライブを書き込むために、データがレジスタ４８５を
通じてｍｕｘ４３０の他の側へ与えられ、それからＩ／
Ｏ待ち行列４３５へ与えられる。

【００４２】Ｉ／Ｏ待ち行列４３５からのデータはＳＣ
ＳＩ Ｉ／Ｏパネル４２０へ供給され、またディスクＩ
／Ｏファネル５００へも供給される。ディスクＩ／Ｏフ
ァネル５００は出力データを、ディスクドライブ１５と
の通信のために、３２ビットデータ幅から１６ビットデ
ータ幅へ再変換する。ディスクドライブとの通信につい
てのその他のことは、図１２に関連して説明した通りで
ある。

【００４３】ホストシステム３４０によりＲＡＩＤサブ
システムに要求されるもう一つの典型的な動作はＲＡＩ
Ｄサブシステムからのデータ検索である。データ検索は
ホストシステム３４０から開始され、ここでもホストの
要求をＰＩＯバス３１０、ＳＣＳＩ ＰＩＯ４００を介
してＲＡＩＤエンジン２６０へ供給し、それからｍｕｘ
４１５を通じてＩ／Ｏコマンドプロセッサ３９０への入
力データパス４０５へ供給する。Ｉ／Ｏコマンドプロセ
ッサ３９０は、それから適当なＲＡＣ／ＣＡＣアドレス
をレジスタ３９５経由で供給し、これによりデータが検
索されるようにする。

【００４４】ホストシステムにより希望されるデータの
適当なアドレスが、ＤＣＭ２６５へ供給される。もしデ
ータがＤＣＭ２６５内に維持されれば、それはレジスタ
４８０と同４８５を経由してｍｕｘ４３０へ供給され、
それからＩ／Ｏ待ち行列４３５へ供給される。Ｉ／Ｏ待
ち行列４３５からこのデータがＳＣＳＩ Ｉ／Ｏファネ
ル４２０へ供給され、ここで出力データが１６ビット幅
へ変換される。それからデータはＤＭＡ３０５上をＳＣ
ＳＩプロセッサ２８０へ供給され、最終的にホスト３４
０へバス３５０上を出力される。

【００４５】しかしながらホストにより要求されたデー
タがキャッシュ２６５内に現在維持されていなければ、
このデータをディスクに要求しなければならない。この
場合は、要求されたデータのアドレスがレジスタ４８
０、４８５およびｍｕｘ４３０を経由して、Ｉ／Ｏ待ち
行列４３５へ供給される。それからＩ／Ｏの待ち行列４
３５の出力が、ディスクＩ／Ｏファネル５００へ供給さ
れてドライブ１５Ａ−Ｃへ出力される。それからデータ
は、必要な待ち時間の後にドライブから検索され、その
後にドライブから到着するデータが、ディスクファネル
５００内で１６ビット幅から３２ビット幅へ変換され
る。ファネル５００のデータの出力はそれからｍｕｘ４
２５の第２の側へ供給され、そこからＩ／Ｏ待ち行列４
３５へ第２のｍｕｘ４３０を通じて供給される。

【００４６】それからＩ／Ｏ待ち行列４３５の出力は、
Ｉ／Ｏファネル４２０を通じて出力データについて上記
したのと同じ方法で供給され、その結果このデータは通
常の方法でホストシステムへ供給される。フィールドプ
ログラマブルゲートアレイ（ＦＰＧＡ）に基づくインプ
リメンテーションのために、ＦＰＧＡルートＲＯＭ４９
２が供給され、電源投入に際してＦＰＧＡがパーソナル
化されるようにする。ＡＳＩＣまたは他のゲートアレイ
のインプリメンテーションにおいては、そうしたルート
ＲＯＭは不必要である。同様にＲＡＩＤ ＯＳがＣＰＵ
メモリ２７５へ電源投入に際してロードされ、全てのソ
フトウエア制御がＣＰＵメモリ内に記憶された命令から
引き出される。

【００４７】この発明の動作の重要な特徴は、単一のＲ
ＡＩＤエンジン２６０がＳＣＩプロセッサ、ディスク、
プロセッサ２７０と通信するのに必要な多重ＤＭＡ待ち
行列を管理できることである。この目的はデータをＲＡ
ＩＤエンジン２６０へ供給するキーバスを時間多重化す
ることにより達成される。これは４０ＭＢ／秒以上では
作動しない他の装置に比較して、このＩ／Ｏ待ち行列が
１６０ＭＢ／秒の効果的な速度で動作する故に可能であ
る。これによりＲＡＩＤエンジンはその約４分の１の時
間をＳＣＳＩプロセッサとディスクドライブの各々へ割
り当てることができ、またその約半分の時間をＤＭＡア
ドレッシングに割り当てることができる。図１７に示す
タイミング図は、この発明の実施例のいくつかの面に重
要な時分割多重化を提供するのに必要な位相化アドレッ
シングを与えるものである。

【００４８】特にＩ／Ｏ待ち行列４３５とスクリプトプ
ロセッサの４０ＭＨｚクロックが６００で示され、一方
ＲＡＩＤへのアクセスするためのＳＣＳＩ位相が６０５
で示されている。ＩＤＥ位相は６１０で示され、一方Ｄ
ＣＭ位相は６１５で示される。付加的な機能において、
ＩＤＥドライブからアクセス要求されない時にサイクル
が起こった場合は、ＤＣＭによる使用のために位相が再
割り当てされる。同様にＳＣＩプロセッサがＩ／Ｏアク
セス要求しないサイクルについてはＳＣＩプロセッサに
割り当てられる位相がＤＣＭへ再割り当てされる。こう
してこの発明により極度に高いスループットが達成でき
ることが理解されよう。

【００４９】次に図１８を参照すると、この発明のホッ
トスワッピング装置、（アレイの残りの部分が動作し続
ける間に一つまたはそれ以上のドライブを除去できる）
がより良く理解できる。特に、例えばあるドライブの故
障のために、ユーザがドライブ１５Ａ−Ｃの一つを取り
はずすことを希望する場合、取りはずすべきドライブに
関連する押しボタンスイッチ１８５をユーザが作動させ
る。これがＣＰＵ２７０に信号を与えて、ソフトウエア
制御のもとに作動するＣＰＵ２７０がＦＰＧＡ制御論理
回路へ信号を与えて、関連するドライブの１２ボルトと
５ボルトの電源７００と７０５をそれぞれ切断させる。
その上プロセッサによりデータパス７０１と制御パス７
１５が、サブシステムの他の部分から電気的に切断され
る。この時点でユーザはラッチ６５をやり直し、必要な
ドライブを除去する準備ができている。

【００５０】ドライブを再設定するには、ユーザはドラ
イブをドライブベイに挿入しラッチ６５をラッチするこ
とにより、処理の機械的部分を逆にたどるだけでよい。
双安定ラッチがドライブの再挿入を検知して、新しく挿
入されたドライブへの電力と信号の接続を再び加えるよ
うに、ＣＰＵ２７０へ信号を与える。この方法で、古い
ドライブが除去されて、新ドライブが設定され得る。

【００５１】従って、ＲＡＩＤのための新しく新規なサ
ブシステムと、高度に統合されたコントローラが記述さ
れたことが、理解されたであろう。当業者にとっては、
これらの教示が与えられれば、開示された発明を組み込
んだ多数の代案や均等物が存在することが理解されよ
う。結果として、この発明は、先行する例示的な実施例
により限定されるべきものではなく、むしろ請求項によ
って限定されるべきである。

【図面の簡単な説明】

【図１】上部カバーを除去したこの発明のＲＡＩＤサブ
システムの正面半横向き透視図を示す。

【図２】この発明のサブシステムの種々の構成要素の半
横向き分解透視図を示す。

【図３】上部カバーを除去したこの発明のＲＡＩＤサブ
システムの上面図を示す。

【図４】前カバーを除去したこの発明のＲＡＩＤサブシ
ステムの前立面図を示す。

【図５】上部カバーを除去したこの発明のサブシステム
の後ろ半横向き透視図を示す。

【図６】後ろカバープレートを除去したこの発明のサブ
システムの後ろ立面図を示し、特にバックプレーンを示
す。

【図７】この発明のバックプレーンのレイアウトを、前
立面図で示す。

【図８】単一のドライブと関連の装着ブラケットを、バ
ックプレーンインターフェイス基板と共に、上面半横向
き透視図で示す。

【図９】図８の装着ブラケットの透視図を示し、特に、
ドライブとブラケットの間のリボンケーブルインターフ
ェイスを示す。

【図１０】ＲＡＩＤコントローラ基板の片側を、レイア
ウト形式で示す。

【図１１】ＲＡＩＤコントローラ基板の第２の側を、レ
イアウト形式で示す。

【図１２】ＲＡＩＤエンジンを含むこの発明のＲＡＩＤ
コントローラを、概略ブロック図形式で示す。

【図１３】図１２のＲＡＩＤエンジンの内部構成を示
す。

【図１４】図１２のＲＡＩＤエンジンの内部構成を示
す。

【図１５】図１２のＲＡＩＤエンジンの内部構成を示
す。

【図１６】図１２のＲＡＩＤエンジンの内部構成を示
す。

【図１７】図１２に示すＲＡＩＤエンジンの種々の動作
のタイミングを示す。

【図１８】ＲＡＩＤアレイのホットスワップ機能を、略
図形式で示す。

【符号の説明】

１０ ＲＡＩＤサブシステム １５Ａ、１５Ｂ、１５Ｃ ＩＤＥドライブ ２５ ケース ４０ 第１空洞 ４５ 第２空洞 ８５ バックプレーン １００ ＲＡＩＤコントローラ基板 １１５ プレナムチャンバー

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ホセ プラトン バスコ アメリカ合衆国 フロリダ州 ウエリント ン，ニアンティック テラス 1276 (72)発明者 トマス ウイリイ アメリカ合衆国 フロリダ州 レイク ワ ース，シダー ハースト コート 7627

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ホストシステムへのＳＣＳＩインターフ
   ェイスと内蔵大容量記憶装置へのＩＤＥインターフェイ
   スを含む大容量記憶コントローラを収容する縦長の第１
   空洞と、 前記第１空洞の縦方向の軸が第２空洞の縦方向の軸に平
   行になるように、前記ホストシステムと通信可能な複数
   のＩＤＥドライブを収容する前記第２空洞と、 そこを貫通するベントを有し、前記第２空洞内に収容さ
   れたＩＤＥドライブの各々に接続するバックプレーン
   と、 前記第１空洞と前記第２空洞を通る充分な空気流を供給
   するために、前記バックプレーンとケースにより形成さ
   れるプレナムチャンバーを含む、 大容量記憶アレイサブシステム。