WO2003077111A1

WO2003077111A1 - Controleur pour dispositif raid

Info

Publication number: WO2003077111A1
Application number: PCT/JP2002/002373
Authority: WO
Inventors: Takashi Watanabe
Original assignee: Fujitsu Limited
Priority date: 2002-03-13
Filing date: 2002-03-13
Publication date: 2003-09-18
Also published as: US20050102551A1; US7447837B2; JP4236590B2; JPWO2003077111A1

Description

R A I D装置の制御装置

技術分野

本発明は、 R A I D装置（ディスクアレイ装置）の制御装置に関する。

背景技術明

ハードディスクに対するデータの読み書きに関する冗長性，低遅延性，広帯域田

幅を実現し、ハードディスクのクラッシュ時における回復可能性を高める技術として、 R A I D (Redundant Array of Independent Disks：「ディスクァレイ」とも呼ばれる）がある。

R A I Dは、幾つかのディスクドライブ（以下、単に「ディスク」という）が組み合わせられたアレイ（配列）を持つ。各ディスクの物理的な記憶領域は、固定サィズを持つ複数の小さなプロック（「セグメント」と呼ばれる：例えば、 1 2 8 M B， 1 G B等）に分割され、複数のディスクのセグメントがーつづつ集められて「ストライプ（ストライプ ·セット）」と呼ばれる仮想的な領域を形成する。ストライプは、セグメントを割り当て単位として、予め規定されたストライプの幅を構成するに必要な数のセグメントを各ディスクからストライプに割り当てることによって形成される。このように、ストライプは、ディスクアレイ内の複数のデイスクから夫々一つずつ割り当てられたセグメントからなり、複数のディスクに分散する仮想的な領域である。ストライプは、幅すなわち自身を構成するセグメントの数を持つ。 R A I D上に記憶されるデータは、複数のディスクに分散して記憶される。ディスクアレイは、ユーザ、すなわちホストコンピュータ側から見ると、単一の論理記憶装置又はドライブ（ボリューム）のように見える。これによつて、小さな複数のディスクドライブからなるディスクアレイを大容量の単一のディスクドライブとして使用することができる。

R A I Dは、その目的に応じて様々なタイプを持つ。代表的なものとして、 R A I Dレベル 0， 1 ， 3， 5がある。 R A I Dレベル 0は「ストライビング」と呼ばれており、ディスクアレイ上にストライプが形成され、データがストライプを構成する複数のセグメントに分散されて記憶される。これによつて、データの読み書き速度の向上が図られる。 1 10レべル1は「ミラーリング」と呼ばれており、ストライプ中の少なくとも二つのセグメントに同じデータを夫々記憶する。これによつて、データの冗長性が担保される。 RA I Dレベル 3は、「ビット又はバイト単位のストライビング +固定パリティ」と呼ばれ、ビット又はバイトを単位とするセグメントによりストライビングされたデータのパリティを 1台のディスクに記録する。 RAI Dレベル 5は、「ブロック単位のストライビング +分散パリティ」と呼ばれる。 RA I Dレベル 5では、ストライプを構成する複数のセグメントにデータが夫々記憶される一方で、一つのセグメントに他の複数のセグメントに記憶されたデータのパリティ情報が記憶される。これによつて、一つのディスクがクラッシュしてもパリティ情報を用いて元のデータを復元することが可能になっている。

従来、 RA I Dを使用しているコンピュータにハードディスクを増設する場合には、以下の方法が実施されている。

(従来例 1) 図 10 (A)に示すように、複数のディスクを新規に増設し、これらの複数のディスクで既存の RA I Dとは別個の RA I Dを構成する。従って、新規な RA I Dは、既存の RA I Dと異なるボリュームとして使用される。この従来例 1には以下の問題があった。

(a)ストライプの幅（ストライプを構成するセグメントの数）と同じ数のディスクを追加しなければならないので費用がかかる。

(b)コンピュータは、二つのポリュ一ムを管理しなければならないので負担となる。

(c)ユーザは、二つのボリュームを使い分けなくてはならず、また、ソフトゥヱァが二つのポリユームに跨ってィンストーノレできないためにそのソフトウエアをインストールできないといった問題が起こる。

従来例 1に対し、ストライプの幅より少ない数のディスクを増設し、且つ増設されたディスクを既存のディスクとともに一つのポリユームとして使用するための方法として、次の従来例 2が提案されている。 (従来例 2 ) 図 1 0 (B )に示すように、既存の R A I Dに形成されたストライプの数と同じ数のセグメントを形成可能な一つのディスクを追加する。そして、既存の R A I Dのストライプの幅を変更する（図 1 0 (B )に示す例では、幅を 4つから 5つに変更）。

しかしながち、従来例 2では、ストライプの幅を変更するため、既に記憶されているデータの殆どを移動させなくてはならなかった。従って、移動のための処理が複雑となっていた。また、ストライプに記憶されたデータが R A I Dレベル 5のようなパリティ情報を含む場合には、ストライプの構成の変更に伴って全てのパリティを再計算する処理が必要となっていた。さらに、パリティの構成が認識されない限りデータの移動やパリティの再計算はできないので、ストライプの幅の変更に当たって使用されるプログラムを R A I Dレベル毎に用意しなければならなかった。発明の開示

本発明の目的は、増設したディスクを単一のポリュ一ムとして使用することができ、且つその増設に係る負荷や費用を抑えることができる R A I D装置の制御装置を提供することである。

本発明の第 1の発明は、複数のディスクの記憶領域が固定サイズのセ.グメントに夫々分割され、所定数のセグメントからなるストライプが形成され、形成された 1以上のストライプからなる R A I D領域にデータを記憶する R A I D装置の制御装置（1 0 )であって、

前記複数のディスクのうち前記所定数のディスクから任意の一つのセグメントを形成対象のストライプに夫々割り当てることによりストライプを形成する割当手段（1 2 )と、

ストライプに対するセグメントの割り当て状況を示すテ一プル（1 4 C )とを含み、

前記割当手段（1 2 )は、

少なくとも前記所定数のセグメントを持つ 1以上のディスクが増設される場合に、既存の複数のディスクを用いて構成されたストライプに対するセグメントの割り当て状況を変更することなく新たなストライプを形成可能か否かを判定し、新たなストライプが形成できないと判定した場合に、既存のストライプに対するセグメントの割り当て状況をストライプを形成するセグメントの数を変更することなく変更し、増設される 1以上のディスクを含む複数のディスクのうち前記所定数の任意のディスクから未割り当て状態のセグメントを 1つずつ取得し、取得した未割り当て状態のセグメントが割り当てられた新たなストライプを形成し、前記割り当ての変更及び新たなストライプの形成に対するセグメントの割り当て状況を前記テーブル（1 4 C )に反映する。

第 1の発明における割当手段（1 2 )は、

少なくとも前記所定数のセグメントを持つ 1以上のディスクが増設される場合に、未割り当て状態のセグメントの数が最も大きいディスクの未割り当て状態のセグメントの数を Aとし、未割り当て状態のセグメントの数が最も大きいディスクを除くディスクの未割り当て状態のセグメントの数の総和を Bとし、前記所定数を s とした場合に、下記条件が満たされるか否かを判定する判定手段（1 2 )と、

A ( s - 1 )≤B

前記条件が満たされない場合に、未割り当て状態のセグメントの数が最も大きいディスク（X)と未割り当て状態のセグメントの数が最も小さいディスク（Y)とを特定し、ディスク（Y)を用いて形成されているストライプのうちディスク（X) を用いていないセグメントを特定する特定手段（1 2 )と、

前記ディスク（X)の任意の未割り当て状態のセグメントを、代替セグメントとして、前記特定手段によって特定された特定セグメントの代わりに、前記特定セグメントを用いて構成されているストライプに割り当て、この割り当ての変更を前記テーブルに反映する反映手段（1 2 )とを含むように構成するのが好ましい。また、第 1の発明における割当手段（1 2 )は、前記特定セグメントにデータが格納されている場合に、このデータを前記代替セグメントに移動するデータ移動手段（1 2 )をさらに含むように構成するのが好ましい。

本発明の第 2の発明は、複数のディスクの記憶領域が固定サイズのセグメントに夫々分割され、所定数のセグメントからなるストライプが形成され、形成された 1以上のストライプからなる R A I D領域にデータを記憶する R A I D装置の制御装置（1 0)であって、

各ディスクに未割り当て状態のセグメントが残る状態で、前記複数のディスクのうちストライプを形成する数のディスクから任意の一つのセグメントを形成対象のストライプに夫々割り当てることによりストライプを形成する割当手段（1 2)と、

ストライプに対するセグメントの割り当て状況を示すテ一プル（14D)とを含み、

前記割当手段（1 2)は、ディスクが増設される場合に、増設されるディスクを含む複数のディスクの中から未割り当て状態のセグメントの数が大きい順で前記所定数と同じ数のディスクを選択し、選択した各ディスクから未割り当て状態のセグメントを一つずつ特定し、特定した各セグメントを新たなストライプに割り当て、この割り当て状態を前記テーブル（14 D)に反映する。

第 2の発明における割当手段（12)は、ディスクが増設される場合に、増設されるディスクのセグメントの数を Cとし、増設されるディスクを含む複数のディスクの未割り当て状態のセグメントの数を Dとし、前記所定数を sとした場合に、下記条件が満たされるか否かを判定し、

D>C/(s― 1 )

上記条件が満たされる間、前記セグメントの割当処理を繰り返し行うようにするのが好ましい。図面の簡単な説明

図 1は、 RA I D装置の実施形態を示す図である。

図 2 (A)、（B)及び（C)は、マッピングテーブルの説明図である。

図 3は、 RA I D装置の第 1実施形態におけるディスク増設時の様子を示す説明図である。

図 4は'、第 1実施形態の C PUによるディスク増設時における割り当て処理を示すフローチャートである。

図 5 ( A )及び（ B )は、第 1実施形態のディスクの増設の前後におけるマツピングテーブルを示す図である。図 6 (A)〜（F)は、第 1実施形態の変形例の説明図である。

図 7は、 RA I D装置の第 2実施形態におけるディスク増設時の様子を示す説明図である。

図 8は、第 2実施形態の C PUによるディスク增設時における割り当て処理を示すフローチヤ一トである。

図 9 (A)及び（B)は、第 2実施形態のディスクの増設の前後におけるマツピングテーブルを示す図である。

図 1 0 (A)及ぴ（B)は、従来技術の説明図である。発明を実施するための最良の形態

以下、本発明を実施するための最良の形態を説明する。以下の実施形態は例示であり、本発明は実施形態の構成に限定されるものではな、。

〔第 1実施形態〕

図 1は、本発明による RA I D装置の実施形態を示す図である。図 1において、 RA I D装置は、ディスクアレイを形成する複数（n+ 1個： η = 0， 1， 2， · · ·，η— 1， η)のディスクドライブ (ディスク）と、その制御装置 10とを備える。制御装置 10は、ディスクインターフェイス（I/O) 11と、 CPU12と、メモリ 13とを備えている。ディスクアレイは、 R A I Dのタイプに応じて、少なくともストライプを形成するセグメントの数のディスクからなる。ディスクインターフェイス 11は、 CPU 12からの指示に従って、ディスクアレイに対するデータの読み書きを行う。 CPU1 2は、ディスクインタ一フェイス 11を介したデータの読み書きを制御するとともに、例えばメモリ 13に記憶されたプログラムを実行することによって RAI D領域を形成する。

C P U 12は、ディスクアレイを形成する各ディスクの物理的な記憶領域を固定サイズを持つ小さな領域 (セグメント）に分割する。セグメントは、所定数のセクタからなる。続いて、 CPU12は、ストライプを形成するセグメントの数に等しい複数のディスクからセグメントを一つずつ集めて所定の幅を持つ「ストライプ」を形成する。例えば、図 1に示すディスク # 0〜# nから一つずつセグメントを特定し、特定した n+ 1個のセグメントからなる（n + 1の幅を持つ）ストライプを形成する。ストライプは、 CPU 12が各ディスクのセグメントを予め規定された幅を持つストライプに割り当てることによって形成される。このようにして形成されるストライプの集まりが RAI D領域となる。すなわち、 RAID領域は、複数のストライプからなる仮想的な記憶空間である。そして、 CPU12は、物理的な記憶空間（セグメント）を仮想的な記憶空間（R A I D領域（ストライプ)）に割り当てる処理によって得られる関係をメモリ 13上に作成されるマッビングテーブル 14に格納する。

図 2は、マッピングテープノレ 14の例を示す図である。図 2(A)は、 3台のディスクで構成される R A I Dレベル 1 (ミラ一リング）のマツピングテーブル 14の例（マッピングテーブル 14 A)を示す図であり、図 2(B)は、図 2 (A)に示したマッピングテーブル 14Aの説明図である。図 2(C)は、 5台のディスクで構成される RA I Dレベル 0のマッピングテーブル 14の例（マッピングテーブル 14 B)を示す図である。

図 2 (A)に示すマツビングテーブル 14 Aにおいて、左側の列は、 RA I D領域上の位置を示し、 "0— 4" ， "4-8" ， "8— 12" は、 RA I D領域を構成するストラィプ（RAID 1では「ミラー」と呼ばれる）の R A I D領域上の範囲（アドレス）を示す。真ん中の列及び右側の列に示された "0"及び "1" は、各ストライプを構成するセグメントの番号を示す。番号 "0"及ぴ "1" に対応する、例えば "D I SK0 ： 0-4 " 及ぴ "D I SK1 ： 0-4" は、ストライプを構成するセグメントのディスク上の領域を示す。そして、 RAI D領域上の各プロック範囲 "0— 4" , "4— 8"及び "8— 12" に対応する行に記載されたセグメントの組がストライプを夫々構成する。

図 2(A)に示す例では、図 2(B)に示すように、 3台のディスク（DISK 0， 1， 2)の記憶領域が夫々二つのセグメントに分割され、ディスク 0のセグメント " A 0— 4 " とデイスク 1のセグメント "B0— 4" とが RAID領域 "0— 4" のストライプ（ストライプ " 0— 4" )に割り当てられている。また、ディスク 0のセグメント "A4— 8" とデイスク 2のセグメント "B 4— 8" とが RAI D領域 "4— 8" のストライプ（ストライプ " 4— 8" )に割り当てられている。また、ディスク 1のセグメント "A8— 12" とディスク 2のセグメント "B 8 12" が RAID領域 "8— 12" のストライプ (ストライプ " 8— 12" )に割り当てられている。そして、各ストライプを構成する二つのセグメント（例えば、セグメント "AO— 4" と "B0— 4" )には、同じデータが夫々格納される。これによつてデータの冗長性が図られる。図 2 (C)に示すマッビングテープノレ 14Bでは、マッビングテーブル 14 Aと同様の手法で、 5つのディスク（DISK 0， 1,2， 3， 4)における各セグメントが R A I D領域上に形成された 3つのス 1、ライプ " 0— 16"， "16-32"及び "32-48" に夫々割り当てられている。

この場合、各ストライプを構成するセグメントの番号に対応する列は、ストライプの幅だけ用意され、 RA I D領域上でのプロック範囲がストライプの幅 (構成セグメント数：この例では 4)倍で大きくなる。図 2(C)に示す例では、ストライプの幅が 4であるので、 4つのセグメントの列（ "0"， "1" , "2"， "3" )が用意され、 RAID領域上のプロック範囲は、 "0— 16" ， "16-32"及び "32— 48" となっている。

RAIDレベル 0では、書込対象のデータは、ストライプを構成する各セグメントに分散して書き込まれる。これに代えて、 RA I Dレベル 4又は 5がマッピングテ一プル 14 Bに適用される場合には、 RA I Dレベルに従ったルールで、各ストライプ中のあるセグメントを除くセグメントにデータが分散して格納され、あるセグメントに分散されたデータのパリティ情報が格納される。なお、パリティの設定方法として、従来と同様の手法、即ち、各セグメントの同じ位置に記録されているビットの排他的論理和（XO R)がどの位置に対しても 0又は 1になるようにパリティの値を設定する方法が適用される。

以上の様に、第 1実施形態による RA I D装置の制御装置 10 (CPU 1 2)は、 RA I Dの構成時に各ディスクを小さな範囲（セグメント： 1 28メガバイト， 1 ギガバイト等）に分割する。続いて、制御装置 10は、セグメントをストライプへの割り当て単位として、 RA I D領域を構成する各ストライプに割り当てる。そして、制御装置 10は、割り当て状況をマッピングしたマッピングテーブル 14 を持つ。

第 1実施形態の制御装置 1 0は、上記したマッピングテーブル 14が作成されている状況において、新たなディスクが増設された場合に、 RAI D領域を構成する各ストライプの幅（セグメントの数）を変更することなく RA I D領域を拡張する。ディスクの増設時において、もし新たなディスク以外のディスク（既存のデイスク）の全てのセグメントの割り当てが済んでおり、且つ増設されるディスクの台数（本数）がストライプの幅よりも少ない場合には、増設されるディスクのセグメントをストライプに割り当てることができない。なぜなら、ストライプは異なるディスクのセグメントが集まって形成されるからである。このため、上記状況下では、 C P U 1 2は、既存のディスクに保存されているデータを増設されるデイスクに移動させて、既存のディスクにストライプを形成するための空き領域（未割り当て状態のセグメント）を作成する。言い換えれば、既存のストライプに対し既存のセグメントの代わりに、追加されるディスクのセグメントを害 ϋり当てる。データの移動（セグメントの割り当て変更）が必要な条件は以下の条件式〈式 1〉で示すことができる。

A ( s - 1 )≤Β · · · 〈式 1〉

但し、

Α =残り容量が最も大きいディスクの残り容量

Β =残り容量が最も大きいディスク以外の残り容量の和

s =ストライプの幅

上記〈式 1〉において、「残り容量」は空き状態のセグメント数を示し、「ストライプの幅」はストライプを構成するセグメントの数を示す。

図 3は、第 1実施形態の制御装置 1 0によるディスクの増設時におけるセグメントの割り当て方法の説明図であり、図 4は、図 3に示した割り当て方法を説明するフローチャートであり、図 5は、図 3及び図 4に示した割り当て方法の実施によるマツビングテーブルの変化を示す図である。

図 3 (Α)に示す例では、既存のディスクに相当する複数のディスクが用意されている。複数のディスクは、この例では 4つのディスク（DISK #0，#1, #2及び #3)からなる。各ディスク # 0〜# 3は、同じ記憶容量を持ち、 4つのセグメン小に夫々分割されている。そして、各ディスク # 0〜# 3に跨る 4つのストライプ S 0 〜S 3からなる R A I D領域が形成されている。

図 5 (A)は、図 3 (A)に示した R A I D領域（各ストライプに対するセグメントの割り当て状況）を示すマッビングテーブル 1 4 Cを示す。このマッピングテープル 1 4 Cは、 C P U 1 2によってメモリ 1 3上に作成される。この例では、各セグメントは 4つのセクタから構成されており、ディスクの特定情報とその位置を示す情報（例えば DISK0： 0-3)で表されている。具体的に説明すると、ストライプ S 0は 4つのセグメント "DISK0:0- 3"， "DI SKl:0-3"， "DISK2.-0-3" 及び "DISK3:0- 3" が割り当てられてなる。ストライプ S 1は 4つのセグメント "DISK0:4-7" ， "DISK1:4- 7" ， "DISK2:4-7" 及ぴ "DIS K3:4-7" が割り当てられてなる。ストライプ S 2は 4つのセグメント "DISK0:8 - 11" ， "DISK1:8- 11" ， "DISK2:8- 11" 及び "DISK3:8 - 11" が割り当てられてなる。ストライプ S 3は 4つのセグメント "DISK0:12- 15" , "DISK1： 12-15" , "DISK2: 12-15" 及び "DISK3: 12-15" が割り当てられてなる。このように、各ストライプ S 0〜S 3の幅は 4となっている。

そして、各ストライプ S 0〜S 3には、データが R A I Dレベルに従って格^ されている。この例では、ストライプ S 0にデータ A O〜A 3が格納され、ストライプ S 1にデータ B 0〜： B 3が格納され、ストライプ S 2にデータ C O〜C 3 が格納され、ストライプ S 3にデータ D 0〜D 3が格納されている。この例は、例えば RA I Dレベル 5を示し、各ストライプ S 0〜S 3に格納されたデータの一つは、パリティ情報である。

図 3に戻って、図 3 (B)に示すように、新たな一つのディスク # 4 (DISK #4)が増設されたとする。追加されるディスク # 4は、各ディスク # 0〜#'3と同じ記憶容量を持ち、.' 4つのセグメントを持つ。ここで、上記したように、既存のディスクの各ストライプ S O〜S 3が既にデータで満たされている場合（空き領域がない場合）には、ディスク # 4は他のディスク # 0〜# 3との間でストライプを形成することができない。このため、 C PU 1 2は、本発明による割り当て手段，判定手段，及び特定手段として機能し、図 4に示すフローチャートに従って、各ストライプに対するセグメントの割り当て変更処理を行う。

図 4に示すように、 C PU 1 2は、ディスク # 4が増設されると、上記した式 1 (A( s — 1 )≤ B)に従ってデータの移動（セグメントの割り当て変更（再割り当て））が必要か否かを判定する（ステップ S 0 1)。ステップ S 0 1の処理を図 3 (B)に従って説明すると、残り容量が最も大きなディスクはディスク # 4であり、その残り容量（空き状態（未割り当て状態）のセグメントの数）は 4である。即ち、値 Aは A== 4である。一方、ディスク # 4以外のディスク # 0〜# 3には空き状態のセグメントはないので、値 Bは B = 0である。そして、ストライプの幅 sは 4である。以上を式 1に当てはめると、

4 (4一 1 )≤ 0 · · · 〈式 1〉

となり、条件式 1が満たされないので、データの移動が必要と判定され（S 0 1 ； YE S)、処理がステップ S 02に進む。以下のステップ S 02〜S 05の処理では、例えば、以下の優先順位に従って該当する対象が検索される。即ち、番号が若い程優先順位が高くなるように設定されている。

(優先 < ~~非優先）

'ディスク # 0→# 1→# 2→# 3→# 4

• ストライプ S 0→S 1→S 2→S 3

ステップ S O 2では、 CPU 1 2は、空き容量（空き状態のセグメントの数）が最も多いディスク（X)を探す。この例では、ディスク（X)としてディスク # 4が見つかる。

次に、 CPU 12は、空き容量が最も少ないディスク（Y)を探す（ステップ S 0 3)。この例では、ディスク（Y)としてディスク # 0， # 1， # 2及び # 3が見つかるが、 C PU 1 2は、優先順位に従って、ディスク # 0をディスク（Y)として特定する。

次に、 CPU 12は、ディスク（Y)を使って構成されているストライプの中でディスク（X)を使っていないセグメントを探す（ステップ S 04)。ここに、ディスク（Y)であるディスク # 0は、ストライプ S 0〜S 4を構成するために使用されている。 C PU 1 2は、優先順位に従って、該当するセグメントとして、ストライプ S 0に割り当てられているセグメント AO (DISK0:0 - 3)を特定する（見つける）。このセグメント "DISK0:0- 3" が特定セグメントに相当する。

ここで、同じストライプに含まれるデータが同一のディスク上にあると RA I Dにおけるデータの冗長性が失われる（ディスクが破損した場合にデータを復元することが不可能になる）。このため、ステップ S O 4の処理は、データの移動によつて或るストライプに或るディスクの複数のセグメントが割り当てられる状態になることがないように、上記した処理によって、移動対象のデータを格納しているセグメントを特定する。

また、ステップ S O 4において、ディスク（X)におけるディスクの使用量（割当が済んでいる量）がディスク（Y)の使用量（割り当てが済んでいる量）よりも小さければ、移動対象のデータ（割当変更すべきセグメント）を必ず見つけることができる。このため、同一容量の複数のディスクからなる RA I Dに同一容量のデイスクを増設すれば、必ず移動対象のデータを見つけることができる。

次に、 CPU 1 2は、ステップ S 04にて見つけたセグメント中のデータをデイスク（X)の任意の空きセグメント（代替セグメント）に移動する（ステップ S 0

5)。この例では、代替セグメントは、各ディスクの記憶領域の先頭から順に使用されるように選択される。即ち、 CPU 12は、セグメント "DISK0:0-3" に格納されたデータ AOを、ディスク（X)であるディスク # 4の 1番目のセグメント " DISK4:0-3" に移動する（図 3 (B)参照）。このセグメント "DISK4:0-3" が代替セグメントに相当する。これによつて、セグメント "DISK0:0- 3" が空き状態（未割り当て状態）となる。

そして、 CPU 1 2は、マッピングテープル 14 Cを更新する（ステップ S 0

6)。即ち、 CPU 1 2は、ステップ S 05におけるデータの移動で発生したディスク（Y)の空きセグメント（この例では、セグメント "DISK0:0- 3" )を新たな RA

I D領域（ストライプ S 4)に割り当て、この状況をマッピングテーブル 14 に書き込む（図 5 (B)参照）。

このように、 CPU 1 2は、ディスク（X)の任意の未割り当て状態のセグメント "DISK4:0 - 3" を、代替セグメントとして、特定された特定セグメント "DISK0 :0-3" の代わりに、この特定セグメント "DISK0:0-3" を用いて構成されているストライプ S 0に割り当て、この割り当ての変更をテーブル（マッピングテーブル 1 4 C)に反映する。

その後、処理がステップ S 01に戻り、 CPU1 2は、再び条件式〈式 1〉が満たされるか否かの判定を行う。このとき、値 Aは A= 3 (ディスク # 4)となり、値 Bは B= 1 (ディスク # 0)となるので、条件式 1は次の状態となる。

3 (4 - 1)≤ 1 ♦ · ♦ 〈式 1〉

このように、条件式〈式 1〉が満たされないので、 CPU 12は、再ぴ " YE S" の判定（データの移動が必要との判定）を行い、処理をステップ S 02に進める。ステップ S 02では、 C PU 1 2は、ディスク（X)としてディスク # 4 (残り容量； 3)を見つける。次に、 CPU 12は、優先順位に従って、ディスク（Y)としてディスク # 1 (残り容量； 0)を見つける（ステップ S 03)。

次に、 C PU 12はディスク # 1を用いて構成されているストライプの中からディスク # 4を使っていないセグメントを探す（ステップ S 04)。このとき、データ A 1を格納したセグメント "DISK1:0 - 3" が選択されると、ディスク #4の 2 つのセグメントがストライプ S 0に割り当てられることになる。このため、 CP U 1 2はセグメント "DISK1:0- 3" の選択を避け、優先順位に従ってストライプ S 1を構成するセグメント "DISK1:4 - 7" を特定セグメントとして選択する。

次に、 CPU 12は、セグメント "DISK1:4- 7" に格納されたデータ B 1をディスク（Y)に相当するディスク # 4の空きセグメント "DISK4:4- 7" (代替セグメント）に移動する（ステップ S 05 ；図 3 (B)参照）。これによつて、セグメント "D ISKl:4-7" が空き状態となる。

そして、 C PU 1 2は、マツピングテ一プル 14 Cを更新する（ステップ S 0 6)、即ち、 C PU 1 2は、ディスク # 4のセグメント "DISK4:4- 7" をストライプ S 1に割り当て、ディスク # 1のセグメント "DISK1:4- 7" を新たなストライプ S 4に割り当て、これらをマツピングテ一プル 14 Cに反映する（図 5 (B)参照）。その後、処理がステップ S O 1に戻る。

ステップ S O 1では、 CPU 1 2が再び条件式〈式 1〉が満たされるか否かの判定を行う。このとき、値 Aは A= 2 (ディスク # 4)となり、値 Bは B = 2 (ディスク # 0及ぴ# 1)となるので、条件式 1は次の状態となる。

2 (4- 1)≤ 2 · · · 〈式 1〉 _

このように、条件式〈式 1〉が満たされないので、 CPU 1 2は、再び " YE S" の判定（データの移動が必要との判定）を行い、処理をステップ S 02に進める。ステップ S 02では、 C PU 1 2は、ディスク (X)としてディスク # 4 (残り容量； 2)を見つける。次に、 CPU 12は、優先順位に従って、ディスク（Y)としてディスク # 2 (残り容量； 0)を見つける（ステップ S 03)。

次に、 CPU 1 2はディスク # 2を用いて構成されているストライプの中からディスク # 4を使っていないセグメントを探す（ステップ S 04)。このとき、 C PU 12は、同じストライプにディスク # 4の 2つのセグメントが割り当てられないように、優先順位に従ってストライプ S 2を構成するセグメント "DISK2:8 - 11" (特定セグメント）を選択する。

次に、 CPU 1 2は、セグメント "DISK2:8-11" に格納されたデータ C 2をデイスク（Y)に相当するディスク # 4の空きセグメント "DISK4:8- 11" (代替セグメント）に移動する（ステップ S 05)。

そして、 CPU 1 2は、マッピングテーブル 14 Cを更新する（ステップ S 0 6)、即ち、 C PU 12は、ディスク # 4のセグメント "DISK4:8-11，，をストライプ S 2に割り当て、ディスク # 2のセグメント "DISK2:8- 11" を新たなストライプ S 4に割り当て、これらをマッピングテーブル 14 Cに反映する。その後、処理がステップ S 01に戻る。

ステップ S O 1では、 CPU 12が再び条件式 1が満たされるか否かの判定を行う。このとき、値 Aは A= 1 (ディスク # 4， # 0, # 1， # 2の何れか）となり、値 Bは B = 3 (ディスク # 4， # 0, # 1, # 2の何れか 3つの合計）となるので、条件式〈式 1〉は次の状態となる。

1 (4- 1)≤ 3 · · · 〈式 1〉

このように、条件式〈式 1〉が満たされるので、 C PU 1 2はデータの移動が必要ないものと判定し（ステップ S 01 ； NO), 処理をステップ S 07に進める。ステップ S 07では、 C PU 12は、追加されたディスクの空きセグメントを新たなストライプに割り当てる。即ち、 CPU 1 2は、ディスク # 4の空きセグメント "DISK4: 12-15" をストライプ S 4に割り当て、これをマッピングテ一ブル 14 Cに反映する（図 5 (B)参照）。その後、割り当て処理が終了する。

図 5 (B)は、ディスク # 4の増設後のマッピングテーブル 14 Cの説明図であり、ディスク # 4の増設によって各ストライプ S O〜S 3に対するセグメントの割り当てが変更されるとともに新たなストライプ S 4が形成され、 RA I D領域 (ボリュ一ム）の記憶領域が拡張された様子を示す。

図 5 (B)において、太字で示されたセグメント（ディスク上の領域）は、データを移動した部分に相当し、斜体文字で示されたセグメントは追加されたディスク # 4のセグメントを示す。そして、新たに形成されたストライプ S 4を構成するセグメント "DISK0:0- 3" ， "DISKl:4-7" ， "DISK2:8-11" 及ぴ "DISK4: 12- 15" は、データ（データ及びパリティ情報） E 0， E 1 , E 2及び E 3を格納するために使用される（図 3 ( C )参照）。

第 1実施形態の制御装置 1 0によれば、ディスクの増設にあたって、ストライプの幅を変更することなく新たなストライプを形成することによって、 R A I D 領域（ボリューム）を拡張する。即ち、データを移動し（ストライプに対するセグメントの割り当てを変更し）、ストライプを構成するディスク領域（セグメント）のマッビングテーブルを変更する。

この過程では、従来例 2として説明した、ストライプの幅をディスクの追加後の台数に応じて変更する方法に比較して、セグメントの割り当ての変更量を大幅に抑えることができる。従って、ディスクの増設時の処理を速やかに終了し、通常動作に戻ることができる。

また、セグメントの割り当て変更に際して、変更対象のセグメント（特定セグメント）にデータが記憶されている場合には、そのデータは代替セグメントに移動される。データの移動は、特定セグメントに記憶されたデータに対してのみ行われるので、ディスクの増設時におけるデータの移動量は、従来例 2と比較して数分の一に抑えることができる。この点でも、ディスクの増設時における処理の短縮化を図ることができる。

また、既存のディスクに形成されたストライプのデータの記憶位置は、必要に応じて（新たなストライプを形成するために）変更されるが、ストライプに格納されたデータの内容は変更されない（図 3 (C )及ぴ図 5 (C )の各ストライプ S O〜S 3参照）。従って、 C P U 1 2は、各ストライプ S 0〜S 3についてパリティを再計算する必要がない。このように、 C P U 1 2はデータの移動に伴ってパリティを再計算する必要がないので、 C P U 1 2に対する処理の負荷を軽減することができる。

また、第 1実施形態による処理（図 4に示したアルゴリズム）は、 R A I Dレべル 0， 1， 3， 4についても適用することができる。即ち、図 4に示した割り当て処理は、 R A I Dレベルに拘わらず実施することができる。このため、 R A I Dレベルに拘わらず同じプログラムを用いてディスクの増設に伴うセグメントの割り当て処理を実施することができる。第 1実施形態の構成は、次のように変形することができる。第 1実施形態では、ストライプを構成するセグメントがマツビングテーブル 1 4上で明確になっていれば良いので、ストライプを構成するセグメントは、ディスク間で不連続となつていても良い。即ち、図 3 (C )に示したストライプ S 4のように、セグメントを表すディスク領域がディスク間で異なっていても良い。このため、図 3〜5を用いて説明した割り当て処理におけるディスク及ぴセグメントの優先順位は適宜変更することができる。

また、第 1実施形態では、 R A I D領域を形成する複数のディスクの記憶領域を無駄なく使用するため、既存のディスクはストライプの幅に応じた台数からなり、各ディスクは夫々同一容量（セグメントの大きさ及ぴ数が同じ）を持つようになっている。そして、既存の各ディスクと同一容量を持つディスク # 4が増設される例を示した。これに対し、その記憶領域を無駄なく使用するという観点からは、増設されるディスクから得られるセグメントの数がストライプの幅と同じになっていれば、追加ディスクの台数は、 1≤追加ディスク台数≤ストライプの幅の範囲内で選択することができる。即ち、増設されるディスクは、少なくともストライプの幅以下の.台数からなり、ストライプの幅に相当するセグメントの数を持つようにするのが好ましい。

図 6 (A)〜（F )は、第 1実施形態の変形例を示す図であり、増設により追加されるセグメントの数を変更することなくディスクの台数を変更したものである。図 6 (A)〜（F )は、図 3 (C )に相当する図面であり、ディスクの増設により割り当て処理が終了した状態を示す。なお、図 6 (A；)〜（F )において、既存のデイスク（ディスク # 0〜# 3 )は図 3 (A)と同様のストライプ構成を持つものとする。図 6 (A)は 3つのセグメントを持つディスク # 4と 1つのセグメントを持つデイスク # 5を追加した例を示す。図 6 (B )は、 2つのセグメントを夫々持つディスク # 4及ぴ # 5を追加した例を示す。図 6 ( C )は、 1つのセグメントを持つデイスク # 4と 3つのセグメントを持つディスク # 5とを追加した例を示す。図 6 (D )は 1つのセグメントを持つディスク # 4及び # 6と 2つのセグメントを持つディスク # 5を追加した例を示す。図 6 (E )は、 1つのセグメントを夫々持つデイスク # 4及び # 5と 2つのセグメントを持つディスク # 6を追加した例を示す _c 図 6 (F )は 1つのセグメントを夫々持つ 4つのディスク # 4， # 5， # 6及び # 7 を追加した例を示す。

図 6 (A)〜（F )に示す例では、図 4に示したフローチヤ一トに従って割り当て処理が行われることにより、各ディスクの記憶領域を単一のボリュームで無駄なく使用することができる。即ち、図 3に示した例とほぼ同じ作用効果を持つ。また、第 1実施形態では、データの格納とストライプに対するセグメントの割り当てがほぼ同時に行われる例、言い換えれば、ストライプに割り当てられたセグメントにはデータが格納されていることを前提として説明した。但し、本発明は、ストライプに対するセグメントの割り当てと、ストライプに対するデータの格納とを切り分けて考えることが可能である。

即ち、第 1実施形態の説明から、セグメントの割り当てに係る部分を抽出して本発明を構成することができる。この場合、 C P U 1 2は、記憶対象のデータの有無に拘わらず、各ディスクのセグメントをストライプに割り当てて R A I D領域を形成し、ディスクが増設された場合に、新たなストライプの形成によって R A I D領域を拡張するために、既存のストライプに対するセグメントの割り当てを変更するか否かをステップ S 0 1にて判断する。

このとき、条件式〈式 1〉における値 A及び Bの「残り容量」は未割り当てのセグメントを指し、割り当て済みのセグメントにデータが格納されているか否かは関係がない。同様に、ステップ S 0 2及び S 0 3における「空き容量」は、未割り当てのセグメントの数を指す。また、ステップ S O 4は、移動対象のデータを格納したセグメントを特定する代わりに、新たなストライプに割り当てるべきセグメントを特定することになる。そして、ステップ S O 5は、特定されたセグメントにデータが格納されていれば実施される付加的なステップとなる。

〔第 2実施形態〕

次に、本発明の第 2実施形態を説明する。第 2実施形態は第 1実施形態と共通点を有するので、主として相違点について説明する。第 2実施形態における R A

I D装置は、図 1に示した構成と同じシステム構成を持つ。即ち、 R A I D装置は、 R A I D領域を形成する複数のディスク（ディスクアレイ）と、その制御装置

1 0とを持ち、 C P U 1 2が各ディスクのセグメントをストライプに割り当てた状況を示すマッピングテーブル 14をメモリ 1 3上に作成する点は第 1実施形態と同じである。伹し、 CPU 1 2による割り当て処理の内容が第 1実施形態と異なる。

図 7は、本発明の第 2実施形態における RA I D装置の制御装置 10によるデイスク増設時におけるセグメントの割り当て方法を示す図であり、図 8は、図 7 に示した割り当て方法を説明するフローチャートである。図 9は、図 7に示したセグメントの割り当ての前後におけるマッピングテーブル 14の例（マツピングテ一ブル 14 D)を示す図である。

図 7 (A)に示すように、第 2実施形態では、 4つのディスク（DISK #0，#1，#2，# 3)が既存のディスクとしてディスクアレイを形成している。各ディスク # 0〜# 3は、夫々 m+ 1個（mは 1以上の整数）のセグメントを持つ。そして、ディスク # 0〜# 3に跨るストライプ S 1 1及び S 12が形成されている。

即ち、図 9 (A)のマッピングテーブル 14Dに示すように、 RA I D領域（RA I D上の位置） "0— 15" には、セグメント "DISK0:0 - 3" , "DISK1:0 - 3" , "D ISK2:0 - 3" 及び "DISK3:0- 3" が割り当てられてなるストライプ S 1 1が形成され、 RA I D領域の位置 "1 6— 31" には、セグメント "DISK0:4-7"， "DISK1:4 - 7"， "DISK2:4-7" 及び "DISK3:4- 7" が割り当てられてなるストライプ S 12力 S 形成されている。伹し、図 7 (A)に示すように、各ディスク # 0〜# 3のストライブを構成している領域以外の領域は、未使用（未割り当て）となっている。このように、第 2実施形態では、 CPU 12は既存のディスク # 0〜# 4に未割り当て状態のセグメントが残るようにストライプを形成する。

ここで、図 7 (B)に示すように、各ディスク # 0〜# 3と同一容量を持つ（Π1 + 1個のセグメントを持つ）新規のディスク # 4が増設（追加）され、新たなストライプ S 13及ぴ S 14を作成する命令が CPU 1 2に与えられたものとする。このディスクの増設において、 CPU 1 2は、割り当て手段，判定手段として機能し、図 8のフローチヤ一トに従ったセグメントの割り当て処理を実施する。

図 8において、最初に、 CPU1 2は、以下の条件式〈式 2〉で示される条件 2が満たされるか否かを判定する (ステップ S 001)。

D〉 CZ( s一 1 ) · · · 〈式 2〉伹し、

C =増設対象の 1つのディスクの容量

D=割り当てられていないディスク領域の容量（セグメントの数）の総和 s =ストライプの幅

ここで、簡単のために m= 4とすると、

C = 5

D = 1 7

1 7 > 5/(4― 1 )

となるので、条件 2が成立する。この場合、 CPU 12は、条件 2が成立するものとして（ステップ S 001 ； OK)、処理をステップ S 002に進める。

ステップ S 002では、 CPU 1 2は、空き容量の大きい順（未割り当て状態のセグメントの数が多い順）に、ストライプの幅（ストライプを構成するセグメントの数）に相当する数のディスクを選択する。

ここでは、増設されるディスク # 4が最初に選択され、残りの 3つのディスクが既存のディスク # 0〜# 3から選択される。このとき、空き容量が同じである複数のディスクが存在する場合には、 CPU 1 2は所定の優先順位に従ってディスクを選択する。例えば、ディスク番号が若い程優先順位が高いものとして、デイスクを選択する。これによつて、ディスク # 4と、ディスク # 0〜# 2とが選択される。

次に、 CPU 12は、選んだ各ディスクから空きセグメントを 1つづつ特定し、特定したセグメントを新たなストライプ S 13に割り当てる（ステップ S 003)。この例では、図 9 (B)に示すように、 C PU 1 2は、ディスク # 0のセグメント "DISK0:8-11" ，ディスク # 1のセグメント "DISK1:8- 11" ，ディスク # 2のセグメント "DISK2:8 - 11" 及びディスク # 4のセグメント "DISK4:0- 3" をストライプ S 1 3に割り当てる。このように、セグメントは、各ディスクの記憶領域の先頭から順に使用されるように割り当てられる。

そして、 CPU 1 2は、割り当て結果に従ってマッピングテーブル 14 Dを更新し（ステップ S 004)、処理をステップ S 001に戻す。続いて、 C PU 1 2 が、条件 2が成立するか否かを判定する。このとき、 C= 5

D= 1 3

1 3 > 5 (4 - 1)

となるので、条件 2が成立する。この場合、 CPU1 2は、条件 2が成立するものとして（ステップ S O O l ; OK)、処理をステップ S 002に進める。

ステップ S O 02では、 C PU 1 2は、空き容量の大きい順に、ストライプの幅に相当する数のディスクを選択する。ここでは、増設されるディスク # 4が最初に選択され、次に、ディスク # 3が選択され、残りの 2つのディスクが既存のディスク # 0〜# 2から所定の優先順位に従って選択される。ここでは、デイスク # 0及び # 1とが選択される。

次に、 CPU 12は、選んだ各ディスクから空きセグメントを 1つづつ特定し、特定したセグメントを新たなストライプ S 14に割り当てる（ステップ S 003)。この例では、図 9 (B)に示すように、 C PU 1 2は、ディスク # 0のセグメント "DISK0： 12 - 15" ，ディスク # 1のセグメント "DISK1： 12-15" ，ディスク # 3のセグメント "DISK3:8-11" 及びディスク # 4のセグメント "DISK4:4- 7" をストライプ S 14に割り当てる。

そして、 CPU 1 2は、割り当て結果に従ってマッピングテーブル 14 Dを更新し、処理を終了する。以上のようにして、ディスク # 4の増設によって新たな RA I D領域 " 32— 47 (ストライプ S 13)" 及び "48— 63 (ストライプ S 14)" が作成される（図 7 (B)及ぴ図 9 (B)参照）。

なお、図 8のステップ S 00 1において条件 2が満たされない場合（ステップ S 001 ； NG)には、ディスクの増設時における割り当て処理が終了する。伹し、ディスクが増設された場合に、ステップ S 001で NGの判断が行われるまで、ステップ S 001〜S 004の処理が繰り返し行われるようにしても良い。

第 2実施形態によれば、ディスクが増設される場合に、既に形成されているストライプに対するセグメントの再割り当て（割り当て変更）が起こらないように新たなストライプを形成する。従って、セグメントの再割り当てに伴うデータの移動が起こらない。従って、第 2実施形態における制御装置 1 0では、ディスクの増設に際し、 CPU 12が、セグメントの再割り当て（割当変更）、データの移動、パリティの再計算等の処理を行わなくて済むので、第 1実施形態に比べてその負荷がさらに軽減される。

Claims

請求の範囲

1 . 複数のディスクの記憶領域が固定サイズのセグメントに夫々分割され、所定数のセグメントからなるストライプが形成され、形成された 1以上のストライプからなる R A I D領域にデータを記憶する R A I D装置の制御装置であって、前記複数のディスクのうち前記所定数のディスクから任意の一つのセグメントを形成対象のストライプに夫々割り当てることによりストライプを形成する割当手段と、

ストライプに対するセグメントの割り当て状況を示すテ一ブルとを含み、前記割当手段は、

少なくとも前記所定数のセグメントを持つ 1以上のディスクが増設される場合に、既存の複数のディスクを用いて構成されたストライプに対するセグメントの割り当て状況を変更することなく新たなストライプを形成可能か否かを判定し、新たなストライプが形成できないと判定した場合に、既存のストライプに対するセグメントの割り当て状況をストライプを形成するセグメントの数を変更することなく変更し、増設される 1以上のディスクを含む複数のディスクのうち前記所定数の任意のディスクから未割り当て状態のセグメントを 1つずつ取得し、取得した未割り当て状態のセグメントが割り当てられた新たなストライプを形成し、前記割り当ての変更及び新たなストライプの形成に対するセグメントの割り当て状況を前記テーブルに反映する、

R A I D装置の制御装置。

2 . 前記割当手段は、

少なくとも前記所定数のセグメントを持つ 1以上のディスクが増設される場合に、未割り当て状態のセグメントの数が最も大きいディスクの未割り当て状態のセグメントの数を Aとし、未割り当て状態のセグメントの数が最も大きいディスクを除くディスクの未割り当て状態のセグメントの数の総和を Bとし、前記所定数を s とした場合に、下記条件が満たされるか否かを判定する判定手段と、

A ( s— 1 )≤B

前記条件が満たされない場合に、未割り当て状態のセグメントの数が最も大きいディスク（X )と未割り当て状態のセグメントの数が最も小さいディスク（Y)とを特定し、ディスク (Y )を用いて形成されているストライプのうちディスク（X ) を用いていないセグメントを特定する特定手段と、

前記ディスク（X )の任意の未割り当て状態のセグメントを、代替セグメントとして、前記特定手段によって特定された特定セグメントの代わりに、前記特定セグメントを用いて構成されているストライプに割り当て、この割り当ての変更を前記テーブルに反映する反映手段とを含む、

請求項 1記載の R A I D装置の制御装置。

3 . 前記割当手段は、前記特定セグメントにデータが格納されている場合に、このデータを前記代替セグメントに移動するデータ移動手段をさらに含む、請求項 2記載の R A I D装置の制御装置。

4 . 複数のディスクの記憶領域が固定サイズのセグメントに夫々分割され、所定数のセグメントからなるストライプが形成され、形成された 1以上のストライプからなる R A I D領域にデータを記憶する R A I D装置の制御装置であって、各ディスクに未割り当て状態のセグメントが残る状態で、前記複数のディスクのうちストライプを形成する数のディスクから任意の一つのセグメントを形成対象のストライプに夫々割り当てることによりストライプを形成する割当手段と、ストライプに対するセグメントの割り当て状況を示すテーブルとを含み、前記割当手段は、ディスクが増設される場合に、増設されるディスクを含む複数のディスクの中から未割り当て状態のセグメントの数が大きい順で前記所定数と同じ数のディスクを選択し、選択した各ディスクから未割り当て状態のセグメントを一つずつ特定し、特定した各セグメントを新たなストライプに割り当て、この割り当て状態を前記テーブルに反映する、

R A I D装置の制御装置。

5 . 前記割当手段は、ディスクが増設される場合に、増設されるディスクのセグメントの数を Cとし、増設されるディスクを含む複数のディスクの未割り当て状態のセグメントの数を Dとし、前記所定数を s とした場合に、下記条件が満たされるか否かを判定し、

D > C / ( s一 1 ) 上記条件が満たされる間、前記セグメントの割当処理を繰り返し行う、請求項 4記載の R A I D装置の制御装置。