WO2017212514A1

WO2017212514A1 - ストレージシステム及び記憶制御方法

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Publication number: WO2017212514A1
Application number: PCT/JP2016/066712
Authority: WO
Inventors: 講平鑪; 朋宏吉原
Original assignee: 株式会社日立製作所
Priority date: 2016-06-06
Filing date: 2016-06-06
Publication date: 2017-12-14

Abstract

ＲＡＩＤグループの複数のストライプの各々の各々について、複数の記憶デバイスは、２以上のデータ記憶デバイスと、１以上のパリティ記憶デバイスである。ストレージコントローラは、１以上の新ユーザデータの１以上のライト要求を受信し、１以上の新ユーザデータの各々についてデータの二重化処理を実行し、１以上のライト要求に対応した１以上の応答を二重化処理の後にホストシステムに返す。ストレージコントローラは、１以上の新ユーザデータに対応したストライプである書込み先ストライプについて、パリティ生成コマンドを、１以上のパリティ記憶デバイスの各々に送信する。パリティ生成コマンドを受信したパリティ記憶デバイスが、新パリティの生成に必要な新ユーザデータがそのパリティ記憶デバイスにあれば、パリティ生成コマンドに応答して、その必要な新ユーザデータを用いて新パリティを生成する。

Description

ストレージシステム及び記憶制御方法

　本発明は、概して、記憶制御に関し、例えば、ストレージデバイスに格納される冗長コードを演算する技術に関する。

　この種の技術に関し、例えば、特許文献１及び２に開示の技術が知られている。

　特許文献１には、複数のディスク装置とこれらを制御する制御デバイスとを有し、各ディスク装置がパリティレコード作成機能を有するストレージシステムが開示されている。このストレージシステムにおいて、制御デバイスは、ホストから書き込まれた論理レコードをパリティグループに属する全ディスク装置にブロードキャストする。この時、論理レコードを受け取るパリティグループのうちの、データレコードを書き込むべきディスク装置は、論理レコードの中から、そのディスク装置で書き込むべき部分をデータレコードとして取りだし、データレコードを記録媒体に記録する。論理レコードを受け取るパリティグループのうちの、パリティレコードを書き込むべきディスク装置は、論理レコードからパリティレコードを作成して、パリティレコードを記録媒体に記録する。制御装置が転送するのは論理レコードのみであるため、制御装置とディスク装置の間のデータ転送路の転送オーバヘッドを抑えることができる。

　特許文献２には、複数の記憶媒体、及び複数の記憶媒体を制御するデバイスコントローラを有するストレージシステムが開示されている。デバイスコントローラは、旧データ（更新前のデータ）及び新データ（更新後のデータ）からパリティを作成するための中間値を作成し、この中間値を旧パリティ（更新前のパリティ）が格納されている記憶媒体へ転送する。その記憶媒体は、その中間値と旧パリティとから新パリティ（更新後のパリティ）を作成する。

特開平５－４６３２４公報国際公開第２０１３／１６０９７０号パンフレット

　一般に、ストレージシステムは、ＲＡＩＤグループを構成する複数の記憶デバイスと、ＲＡＩＤグループに接続されたストレージコントローラとを有し、ストレージコントローラは、ホスト計算機からのＩ／Ｏ（Input/Output）要求に対する応答を高速化する目的でキャッシュ機構（キャッシュメモリ）を備えている。ホスト計算機からのライト要求に従うデータを記憶デバイスに格納する際の一時的なバッファ領域としてだけでなく、冗長コードを計算するための一時的な領域としても使用されるキャッシュメモリを有するストレージシステムが知られている。この種のストレージシステムでは、データを連続したアドレスにライト（シーケンシャルライト）する場合等に、キャッシュメモリは、ストレージ性能のボトルネックになりがちである。

　また、冗長性の維持のために、一般に、データが二重化された後にライト要求に対する応答がホスト計算機に返されるが、データの二重化を、ストレージコントローラ内のマイクロプロセッサ（以下、ＭＰ）が行うストレージシステムがある。この種のストレージシステムでは、データの二重化がＭＰによって行われるため、ＭＰが、ストレージ性能のボトルネックになりがちである。また、この種のストレージシステムには、ＭＰが、データの二重化に加えて、次の生成及び比較を行うストレージシステムもある。このようなストレージシステムでは、ＭＰは、保証コード（例えばＣＲＣ（Cyclic Redundancy Check）符号）を生成し、生成した保証コードと、ホストからのライトデータに付随した（ホストが生成した）保証コードとの比較を行う。ホストからのデータの転送経路中でデータ化けが起きていないかを確認するためである。このようなストレージシステムでは、一層、ＭＰが、ストレージ性能のボトルネックになりがちである。

　ＲＡＩＤグループの複数のストライプの各々は、複数の記憶デバイスがそれぞれ提供する複数のストリップで構成されている。複数のストライプの各々について、複数の記憶デバイスは、２以上のデータ記憶デバイスと、１以上のパリティ記憶デバイスである。２以上のデータ記憶デバイスの各々は、ユーザデータの書込み先となるストリップを提供する記憶デバイスである。１以上のパリティ記憶デバイスの各々は、パリティの書込み先となるストリップを提供する記憶デバイスである。ストレージコントローラは、１以上の新ユーザデータの１以上のライト要求を受信し、１以上の新ユーザデータの各々についてデータの二重化処理を実行する。ストレージコントローラは、１以上のライト要求に対応した１以上の応答を二重化処理の後にホストシステムに返す。ストレージコントローラは、１以上の新ユーザデータに対応したストライプである書込み先ストライプについて、パリティ生成コマンドを、１以上のパリティ記憶デバイスの各々に送信する。パリティ生成コマンドを受信したパリティ記憶デバイスが、新パリティの生成に必要な新ユーザデータがそのパリティ記憶デバイスにあれば、パリティ生成コマンドに応答して、その必要な新ユーザデータを用いて新パリティを生成する。１以上の新ユーザデータの各々は、そのユーザデータの書込み先の論理アドレスについて既に存在するユーザデータである旧ユーザデータがあれば、その旧ユーザデータの更新後のユーザデータであり、一方、その書込み先の論理アドレスについて旧ユーザデータがなければ、その論理アドレスについて新たに書き込まれるユーザデータである。新パリティは、そのパリティの書込み先の論理アドレスについて既に存在するパリティである旧パリティがあれば、その旧パリティの更新後のパリティであり、一方、その書込み先の論理アドレスについて旧パリティがなければ、その論理アドレスについて新たに書き込まれるパリティである。

　ストレージシステムの性能の低下を軽減できる。

実施例１に係るストレージシステムの構成を示す。ＦＭＰＫ１４４の構成を示す。実施例１に係るストライプ処理の流れを示す。図３に示されたストライプライト処理のうち、各ステップに対応したデータの処理段階がＭＰ１２１ＡによりＳＭに保存されていることを示す。データＦＭＰＫ１４４Ａ_１におけるデータ格納場所とマッピングテーブル格納場所とを示す。パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにおけるパリティ格納場所とマッピングテーブル格納場所とを示す。データＦＭＰＫ１４４Ａの実施例１に係る状態遷移ルール（ストライプライト処理用）を示す。パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの実施例１に係る状態遷移ルール（ストライプライト処理用）を示す。ホストライト要求処理（Ａ）の流れを示す。連続書き込み判定処理（Ａ）の流れを示す。メディア書き込み処理（Ａ）の流れを示す。データ確定処理（Ａ）の流れを示す。メディア書き込み処理（Ｂ）の流れを示す。メディア書き込み処理（Ｃ）の流れを示す。パリティ生成前段階のＭＰ障害に応じた実施例１に係る引継ぎライト処理の流れを示す。ＭＰ障害の検出に応答して行われる障害処理の流れを示す。実施例２に係るストライプライト処理の流れを示す。図１７に示されたストライプライト処理のうち、各ステップに対応したデータの処理段階がＭＰ１２１ＡによりＳＭ１２３に保存されていることを示す。データＦＭＰＫ１４４Ａの実施例２に係る状態遷移ルール（ストライプライト処理用）を示す。パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの実施例２に係る状態遷移ルール（ストライプライト処理用）を示す。ホストライト要求処理（Ｂ）の流れの一部を示す。ホストライト要求処理（Ｂ）の流れの残りを示す。連続書き込み判定処理（Ｂ）の流れを示す。メディア書き込み処理（Ｄ）の流れを示す。パリティ生成前段階のＭＰ障害に応じた実施例２に係る引継ぎライト処理の流れを示す。パリティ生成前段階のパリティＦＭＰＫ障害に応じた実施例２に係る引継ぎライト処理の流れを示す。

　以下、本発明の幾つかの実施例を説明する。

　なお、以下の説明では、「＊＊＊テーブル」の表現にて各種情報を説明することがあるが、各種情報は、テーブル以外のデータ構造で表現されていてもよい。データ構造に依存しないことを示すために「＊＊＊テーブル」を「＊＊＊情報」と呼ぶことができる。

　また、プログラムは、プロセッサ（例えばＣＰＵ（Central　Processing　Unit）やＭＰ（MicroProcessor））によって実行されることで、定められた処理を、適宜に記憶資源（例えばメモリ）及び／又は通信インタフェースデバイス（例えば通信ポート）を用いながら行うため、以下の説明では、プログラムを実行することにより行われる処理の主語がプロセッサ（実施例ではＭＰやＣＰＵ）とされる。プログラムを主語として説明された処理は、ストレージシステム、ストレージシステムが有するコントローラ、コントローラが有する後述のＭＰＰＫ、或いは、ＭＰＰＫ内のＭＰ（マイクロプロセッサ）が行う処理としてもよい。また、プロセッサは、プロセッサが行う処理の一部又は全部を行うハードウェア回路を含んでもよい。コンピュータプログラムは、プログラムソースから各計算機にインストールされてもよい。プログラムソースは、例えば、プログラム配布サーバ又は記憶メディアであってもよい。

　また、以下の説明では、同種の要素を区別しないで説明する場合には、参照符号（又は参照符号における共通部分）を使用し、同種の要素を区別して説明する場合は、要素のＩＤ（又は要素の参照符号）を使用することがある。

　また、以下の説明では、「ホストシステム」は、１以上の物理的なホスト計算機（例えばホスト計算機のクラスタ）であってもよいし、少なくとも１つの仮想的なホスト計算機（例えばＶＭ（Virtual Machine））を含んでもよい。

　また、以下の説明では、「ストレージシステム」は、１以上の物理的なストレージ装置であってもよいし、少なくとも１つの仮想的なストレージ装置（例えばＬＰＡＲ（Logical Partition）又はＳＤＳ（Software Defined Storage））を含んでもよい。

　また、ストレージシステムとして、データの二重化、保証コードの生成及び保証コードの比較のうちの少なくとも１つを行う特定のハードウェア（ＨＷ）（例えば、ＡＳＩＣ（Application Specific Integrated Circuit）やＦＰＧＡ（Field-Programmable Gate Array））を有するストレージシステムであるＨＷストレージシステムと、そのような特定のＨＷを有しないストレージシステムであるＨＷレスストレージシステムとがある。ＨＷレスストレージシステムでは、ストレージコントローラ内のＭＰが、データの二重化、保証コードの生成及び保証コードの比較を行う。このため、ＨＷレスストレージシステムでは、ＨＷストレージシステムに比べて、ＭＰが、ストレージ性能のボトルネックになりがちである。また、ＨＷレスストレージシステムでは、ストレージコントローラ内のＭＰが、データの二重化、保証コードの生成及び保証コードの比較を行うため、ＨＷストレージシステムに比べて、キャッシュメモリへのアクセス頻度が高い。このため、ＨＷレスストレージシステムでは、ＨＷストレージシステムに比べて、キャッシュメモリも、ストレージ性能のボトルネックになりがちである。本発明は、ＨＷストレージシステムとＨＷレスストレージシステムのいずれにも適用可能であるが、以下の実施例に係るストレージシステムは、ＨＷレスストレージシステムである。

　＜実施例１に係るストレージシステムの構成＞

　以下、実施例１に係るストレージシステムの構成について説明する。

　図１は、実施例１に係るストレージシステムの構成を示す。

　ストレージシステム１０は、ストレージコントローラ（以下、コントローラ）１００、及びコントローラ１００に接続された記憶部２００を有する。図では、コントローラ１００及び記憶部２００は、所定の通信ネットワーク１５０を介して接続されている。以下の説明では、混同を避けるために、ホスト計算機３０からの指示を「要求」と言い、コントローラ１００からＦＭＰＫ１４４への指示を「コマンド」と言う。ホスト計算機３０は、ホストシステムの一例である。

　記憶部２００は、複数のＦＭＰＫ（Flash　Memory　PacKage）１４４を有している。ＦＭＰＫ１４４は、記憶デバイスの一例であり、ＦＭ（Flash Memory）を有する。ＦＭＰＫ１４４は、例えばＳＳＤ（Solid　State　Drive））である。記憶部２００は、複数のＦＭＰＫ１４４で構成された１又は複数のＲＡＩＤ（Redundant　Arrays　of　Inexpensive（or　Independent）Disks）グループ１４５でよい。本実施例では、コントローラ１００により、複数のＦＭＰＫ１４４で、１つのＲＡＩＤグループ１４５が形成されているものとする。ＲＡＩＤグループ１４５の領域は、複数のストライプに分割されている。複数のストライプの各々は、複数の記憶デバイスにそれぞれ対応した複数の領域（論理アドレス空間の一部である論理アドレス空間部分）である複数のストリップ（記憶領域の一例）で構成されている。ＲＡＩＤグループのＲＡＩＤレベルは、１つのストライプにつき１以上のパリティが必要なＲＡＩＤレベル（例えば、ＲＡＩＤ５、ＲＡＩＤ６）である。本実施例では、ＲＡＩＤレベルはＲＡＩＤ５である。

　また、本実施例では、１つのＲＡＩＤグループ１４５に含まれる各ＦＭＰＫ１４４は、異なる複数のバスに接続されているものとする。もし一つのバスに接続された複数のＦＭＰＫ１４４からＲＡＩＤグループ１４５を構成した場合、そのバスに障害が発生すると、すべてのＦＭＰＫ１４４へアクセスできなくなり、データの回復ができなくなるためである。ただし、同じバスに接続された複数のＦＭＰＫ１４４でＲＡＩＤグループ１４５が構成されてもよい。

　コントローラ１００には、１つ又は複数のホスト計算機３０、及び管理計算機２０が接続される。コントローラ１００とホスト計算機３０とは、所定の通信ネットワーク（例えば、ＳＡＮ（Storage　Area　Network））１９０を介して接続され、コントローラ１００と管理計算機２０とは所定の通信ネットワーク（例えば、スイッチ、或いはＬＡＮ（Local　Area　Network）を含む）１６０を介して接続される。

　コントローラ１００は、各種のパッケージ（ＰＫ）、具体的には、ＦＥＰＫ（Front　End　PacKage）１１０、ＭＰＰＫ（Micro　Processor　PacKage）１２０、主記憶領域１３０、及びＢＥＰＫ（Back　End　PacKage）１４０を含む。図に示す例では、各種のパッケージ（ＰＫ）は、多重化され、複数であるが、複数種類のＰＫのうちの少なくとも１種類のＰＫが、単数であってもよい。ＦＥＰＫ１１０、ＭＰＰＫ１２０、主記憶領域１３０、及びＢＥＰＫ１４０は、所定の通信ネットワーク（例えば、スイッチを含む）１５０を介して接続される。

　ＦＥＰＫ１１０は、１以上のＦＥ－Ｉ／Ｆ（Front　End　Inter/Face）１１０１を有する。ＦＥ－Ｉ／Ｆ１１０１は、ホスト計算機３０等のフロントエンドに存在する通信装置と通信するためのインタフェースデバイスである。ＦＥ－Ｉ／Ｆ１１０１は、例えば、ホスト計算機３０からのＩ／Ｏ要求（ライト要求又はリード要求）を受信し、受信したＩ／Ｏ要求を、バッファ領域１２１で一時的に格納することで、ＭＰＰＫ１２０に通知する。また、ＭＰＰＫ１２０内のＭＰ１２１は、例えば、ホスト計算機に対して応答メッセージを送る場合、バッファ領域１２１にＦＥ－Ｉ／Ｆ１１０１への指示内容や、応答メッセージの内容を一時的に格納する実装を取ってもよい。

　ＢＥＰＫ１４０は、１以上のＢＥ－Ｉ／Ｆ（Back　End　Inter/Face）１４０１を有する。ＢＥ－Ｉ／Ｆ１４０１は、ＦＭＰＫ１４４と通信するためのインタフェースデバイスである。ＢＥ－Ｉ／Ｆ１４０１は、例えば、ＦＭＰＫ１４４からデータを読み出し、そのデータをバッファ領域１２１で一時的に格納する。また、ＭＰＰＫ１２０内のＭＰ１２１は、例えば、ＦＭＰＫ１４４に対してデータを転送する場合、バッファ領域１２１にＢＥ－Ｉ／Ｆ１４０１への指示を一時的に格納する実装を取ってもよい。

　ＭＰＰＫ１２０は、複数（又は１つ）のマイクロプロセッサ（以下、ＭＰ）１２１を有し、ＦＥ－Ｉ／Ｆ１１０１からのＩ／Ｏ要求を処理する。本実施例のシステム構成においては、ＭＰＰＫ１２０は、ＦＥＰＫ１１０、主記憶領域１３０、ＢＥＰＫ１４０のそれぞれと内部ネットワークを介して接続されている。このため、ＭＰＰＫ１２０は、各ＰＫ間のデータ転送や、ＦＥＰＫ１１０とホスト計算機との通信や、ＢＥＰＫ１４０とＦＭＰＫ１４４との通信を制御したり、主記憶領域１３０へのデータの格納／削除等を制御することができる。

　また、ストレージシステムにＭＰＰＫ１２０は複数存在しており、ＭＰＰＫ１２０間は内部ネットワーク１７０を介して接続される。一方のＭＰＰＫ１２０から他方のＭＰＰＫ１２０と接続されたＦＥＰＫ１１０、主記憶領域１３０、ＢＥＰＫ１４０を制御する場合、直接これらのデバイスを操作してもよいし、他方のＭＰＰＫ１２０に対して依頼する形式を取ってもよい。

　主記憶領域１３０は、バッファ領域１２１（DXBF（Data Transfer Buffer））、ＬＭ（Local　Memory）１２２、ＳＭ（Shared　Memory）１２３、ＣＭ（Cache　Memory）１２４を有する。主記憶領域１３０は、例えば揮発性の半導体メモリである。なお、主記憶領域１３０は不揮発性のメモリであってもよい。

　ＬＭ１２２は、ＳＭ（Shared　Memory）１２３が記憶している管理情報のうち必要部分を記憶したり、ＭＰ１２１で実行されるコンピュータプログラムを記憶する。

　ＣＭ１２４には、記憶媒体に対するＩ／Ｏ対象のデータが一時的に記憶される記憶領域がある。ＳＭ１２３には、種々の管理情報（ストレージシステムの動作に使用される情報）及びコンピュータプログラムが記憶される記憶領域がある。また、ＣＭ１２４は、ＭＰＰＫ１２０がパリティ演算を行う場合、演算に用いるデータや演算結果のデータを格納する。

　バッファ領域１２１もＣＭ１２４もデータが一時的に記憶される領域であるが、次の点で異なる。すなわち、バッファ領域１２１からデータが読み出された場合、そのデータはバッファ領域１２１から消去される。つまり、バッファ領域１２１から読み出されたデータはバッファ領域１２１に残らない。それに対して、ＣＭ１２４は、あるＩＯ処理が完了しても、基本的に容量が許す限り、データは削除されることなくＣＭ１２４上に残される。ＣＭ１２４上のデータは、別のＩＯ処理でも再利用される。ＣＭ１２４には、ＩＯ処理に伴ってデータが格納されるが、ＩＯ処理とは非同期にデータが削除される。例えば、格納されてからの経過時間が長いデータから順に削除されてもよいし、最終アクセス時刻からの経過時間が長いデータから順に削除されてもよい。

　各部のインタフェースの種類としては、ＦＣ（Fibre　Channel）、ＳＡＳ（Serial　Attached　SCSI）及びＳＡＴＡ(Serial　ATA)のうちの少なくとも１つがあってよい。

　管理計算機２０は、例えば、表示デバイス及び入力デバイスを有する計算機である。管理計算機２０は、例えば、管理者からのＳＶＰ（SerVice　Processor）の操作に従い、ストレージシステムに対して種々の設定を行うことの命令を送信する。ＳＶＰは、管理者からの命令に応答して、ＳＭ１２３内の管理情報を更新したりＳＭ１２３に情報を設定したりする。管理情報は、ＣＭ１２４内のデータを格納する領域を示す領域情報と、ライト処理中の複数の処理段階の一つを示す処理段階情報とを含む。

　図２は、ＦＭＰＫ１４４の構成を示す。

　ＦＭＰＫ１４４は、ＦＭ１４４３と、ＦＭ１４４３に接続されたＦＭコントローラ１１４とを有する。ＦＭコントローラ１１４は、ポート１４４１、Ｉ／Ｆ１１４４６、論理演算回路１４４２、メモリ１４４５、及びそれらに接続されたＣＰＵ１４４４を含む。

　ポート１４４１に、ＢＥＰＫ１４０が接続される。Ｉ／Ｆ１１４４６に、ＦＭ１４４３が接続される。

　論理演算回路１４４２は、パリティ（又は中間パリティ）を計算する回路（例えば、ＸＯＲ（exclusive　or）演算回路）である。ＣＰＵ１４４４あるいは論理演算回路１４４２は、コントローラ１００からのライトコマンドに付随したデータから保証コード（例えば、ＣＲＣ符号）を生成し、その保証コードと、そのライトコマンドに付随した保証コードと比較して、データ転送中のビット化け等を検出する能力を有してよい。

　ＦＭ１４４３は、追記型の記憶媒体の一例である。ここで言う「追記型の記憶媒体」によれば、その記憶媒体における同一物理領域に対するデータの書き込みは、その物理領域からデータが消去されてからでなければ不可能である。具体的には、論理アドレスに対応付けられた物理アドレスに属する物理領域にデータが格納されている場合、その物理領域からデータが消去されてからでなければ、その物理領域に同一の論理アドレスについて新たにデータを書き込むことはできない。ＦＭ１４４３は、不揮発性の半導体メモリ（典型的にはＮＡＮＤ型のＦＭチップ）であり、ページ単位でデータの書き込み／読み出しが行われ、またブロック単位でデータの消去が行われる。ＦＭ１４４３には、複数のブロック（物理ブロック）が含まれ、一つのブロックには複数のページ（物理ページ）が含まれる。また、ＦＭ１４４３に格納されているデータを書き換えようとしたとき、そのデータが格納されている物理領域（物理ページ）上に、データを上書くことができない。このため、ある物理ページに格納されたデータへの更新データを受信した場合、別の物理ページに書き込まれる。この際、論理ページアドレスと物理ページアドレスのマッピングも更新される。データの書換えを行うためには、ブロック単位でその物理領域上のデータに対して消去処理（以下、ブロック消去）が実行された後、ブロック消去が実行された物理領域上にデータを書く必要がある。物理ページ（以下、ページ）が割り当てられている論理アドレス（論理領域）がライト先の場合、ライト先論理アドレスに、割当て済のページに代えて新たに空きページが割り当てられ、新たに割り当てられたページにデータが書き込まれる。各論理アドレスについて、最近割り当てられたページに書き込まれているデータ（つまり最新のデータ）は「有効データ」であり、有効データが書き込まれているページは「有効ページ」であり、過去に割り当てられていたページに格納されているデータは「無効データ」であり、無効データが書き込まれているページは「無効ページ」である。また、有効ページでも無効ページでも無く新たにデータを格納可能なページが、「空きページ」である。なお、ＦＭ１４４３は、フラッシュメモリに限定されず、追記型のメモリ（例えば、相変化メモリ）でもよい。また、ＦＭ１４４３に代えて、ＭＲＡＭ（Magnetoresistive Random Access Memory）、ＲｅＲＡＭ（Resistive Random Access Memory）又はＦｅＲＡＭ（Ferroelectric Random Access Memory）が採用されてもよい。

　ＦＭコントローラ１１４は、デバイスコントローラの一例である。ＦＭコントローラ１１４は、論理記憶空間（例えば、論理アドレス空間）をコントローラ１００（上位システムの一例）に提供する。ＦＭコントローラ１１４は、論理アドレスと物理アドレスの対応関係を管理している。例えば論理アドレスと物理アドレスの対応関係を表すマッピングテーブル（アドレス変換情報の一例）を保持している。マッピングテーブルは、例えば、ＦＭＰＫ１４４のメモリ１４４５に記憶される。また、メモリ１４４５は、コントローラ１００からのデータを一時的に格納してもよい。メモリ１４４５は、例えば、揮発性の半導体メモリである。なお、メモリ１４４５は不揮発性の半導体メモリであってもよい。ＦＭコントローラ１１４は、コントローラ１００からのＩ／Ｏコマンドで指定されている論理アドレスに対応した物理アドレスが属する物理ページを特定し、特定した物理ページに対してＩ／Ｏを行う。論理アドレスは、例えば、ＬＢＡ（Logical Block Address）であり、物理アドレスは、例えば、ＰＢＡ（Physical Block Address）である。

　次に、複数のＦＭＰＫ１４４を用いるＲＡＩＤグループについて説明する。

　コントローラ１００は、複数のＦＭＰＫ１４４から（図１参照）、ＲＡＩＤ５のＲＡＩＤグループを作成する。コントローラ１００は、作成したＲＡＩＤグループのアドレス空間から、連続する領域を複数の論理ボリューム（ＬＵ：Logical　Unit）に割り当てる。

　コントローラ１００は、複数のＦＭＰＫ１４４上のアドレス空間に亘るストライプを割り当てる。ストライプを構成する複数のストリップ（複数のＦＭＰＫ１４４にそれぞれ対応した複数のアドレス空間）は、ユーザデータを格納するストリップと、パリティ（パリティデータ）を格納するストリップとを有する。コントローラ１００は、例えば、複数のＦＭＰＫ１４４にＦＭＰＫ番号を割り当て、ストライプ毎に、ユーザデータ及びパリティのＦＭＰＫ番号をシフトさせる。コントローラ１００は、各ＲＡＩＤグループ、及びＬＵに関する情報を、ＬＭ１２２に書き込む。

　以下、ＲＡＩＤグループに割り当てられている複数のＦＭＰＫ１４４のうち、ライトコマンドに付随するユーザデータを格納するＦＭＰＫ１４４を“データＦＭＰＫ１４４Ａ”と呼び、そのユーザデータに基づくパリティを格納するＦＭＰＫ１４４を“パリティＦＭＰＫ１４４Ｐ”と呼ぶ（図３参照）。なお、複数のデータＦＭＰＫ１４４Ａを区別する場合、“データＦＭＰＫ１１４Ａ_Ｘ”と呼ぶ（Ｘ＝１、２、…）。また、ＦＭＰＫ内の構成要素を指す参照符号には、適宜、ＦＭＰＫの参照符号の末尾の符号“Ａ”、“Ａ_Ｘ”又は“Ｐ”を付することがある。ＲＡＩＤ５のようにＲＡＩＤレベルによっては、各ＦＭＰＫ１４４は、ストライプによって、データＦＭＰＫ１４４ＡであったりパリティＦＭＰＫ１４４Ｐであったりする。

　ストレージシステム１０は、ホスト計算機３０からのライト要求に従ってリードモディファイライト処理を行うことができる。リードモディファイライト処理は、或るストライプのうちの一部のストリップ内のユーザデータだけを更新するライト処理である。

　以下において、ライト要求により指定された論理アドレスが属するストリップ内の更新前のユーザデータを“旧ユーザデータ”、その論理アドレスに対応した更新後のユーザデータを“新ユーザデータ”、旧ユーザデータに基づく更新前のパリティを“旧パリティ”、新ユーザデータに基づく更新後のパリティを“新パリティ”と呼ぶ。以下の説明及び図面において、旧ユーザデータを“ｏＤ”、新ユーザデータを“ｎＤ”、旧パリティを“ｏＰ”、新パリティを“ｎＰ”と呼ぶことがある。また、ＸＯＲ演算子を“＋”と記す。つまり、本実施例の説明では、旧ユーザデータ、新ユーザデータ、旧パリティ及び新パリティの各々は、１ストリップ分のデータである。２以上のストリップ分のデータについては、“旧ユーザデータ群”、“新ユーザデータ群”のように呼ぶことにする。なお、“新ユーザデータ”は、そのデータの書込み先論理アドレスにユーザデータが無い場合には、その論理アドレスについて新たに書き込まれるユーザデータを意味する。同様に、“新パリティ”は、そのパリティの書込み先論理アドレスにパリティが無い場合には、その論理アドレスについて新たに書き込まれるパリティを意味する。

　リードモディファイライト処理では、例えば、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐ内の論理演算回路１４４２が、旧データと新データと旧パリティのＸＯＲ演算により新パリティ（ｎＰ＝ｎＤ　ｘ　ｏＤ　ｘ　ｏＰ）を生成する。

　また、ストレージシステム１０は、ホスト計算機３０からのライト要求に従って送られてきた１ストライプ分の新ユーザデータ群から新パリティを作成するライト処理を行うこともできる。このライト処理を、“ストライプライト処理”と呼ぶ。ストライプライト処理によれば、例えば７Ｄ＋１Ｐのストライプを構成する新ユーザデータ群が全て揃っている場合は（言い換えれば、新ユーザデータ群が、７個のストリップ分のデータである場合は）、新ユーザデータｎＤ_１、ｎＤ_２、．．．、ｎＤ_７のみから（つまり、旧データ及び旧パリティ無しに）新パリティ（ｎＰ＝ｎＤ_１　ｘ　ｎＤ_２　ｘ　．．．　ｘ　ｎＤ_７）が生成される。

　次に、ＦＭＰＫ１４４のパリティ演算機能の設定について説明する。

　上述したように、ＦＭＰＫ１４４が論理演算回路１４４２を有し、論理演算回路１４４２が、パリティ演算を行う。コントローラ１００のＭＰＰＫ１２０が論理演算機能を有し、パリティ演算を行ってもよい。また、パリティＦＭＰＫ１４４とコントローラ１００の両方が論理演算機能を有している場合、どちらがパリティ演算を行うかについて、ユーザの操作に基づいて設定されてもよい。これにより、ユーザは、ＦＭＰＫ１４４のＸＯＲ機能の使用可否と、論理ボリューム毎のＦＭＰＫ１４４のＸＯＲ機能の使用可否を設定することができる。

　＜実施例１に係るライト処理＞

　以下、正常時のライト処理について説明する。ここでは、ストライプライト処理を例に取る。

　この実施例では、コントローラ１００からデータＦＭＰＫ１４４ＡへのＩ／Ｏコマンドとして、通常ライトコマンド及び通常リードコマンドに加え、新ユーザデータ送信コマンド、及び新ユーザデータ確定コマンドが定義されている。また、コントローラ１００からパリティＦＭＰＫ１４４ＰへのＩ／Ｏコマンドとして、通常ライトコマンド及び通常リードコマンドに加え、新ユーザデータ送信コマンド（ストライプを構成する全ての新ユーザデータ群を送信するコマンド）、及び新パリティ確定コマンドが定義されている。つまり、本実施例では、ライトコマンドとして、通常ライトコマンドと新ユーザデータ送信コマンドがある。新ユーザデータ送信コマンドは、特殊ライトコマンドの一例である。

　図３は、実施例１に係るストライプライト処理の流れを示す。なお、図３において、ｎＤ_１とｏＤ_１はそれぞれストライプを構成する１番目の新ユーザデータと１番目の旧ユーザデータとを意味する。また、ｎＤ_１、ｎＤ_２及びｎＤ_３とｎＰは、ストライプを構成する新ユーザデータ群と新パリティを意味する。また、図３では、ストライプを構成する新ユーザデータは、ｎＤ_１、．．．ｎＤ_３の３つであるが、１ストライプにおける新ユーザデータの数は、３未満でも３より多くてもよい。

　図３によると、ホスト計算機３０から、１ストライプ分の全ての旧ユーザデータｏＤ_１、．．．ｏＤ_３を新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３へ更新する１以上のライト要求（例えば、いわゆるシーケンシャルライトを実現する１以上のライト要求）をコントローラ１００がホスト計算機３０から受信した場合、コントローラ１００は、以下の（３－１）～（３－８）のフローに沿った処理を実行する。（３－１）～（３－８）の処理のうち並列に実行可能な２以上の処理（例えば（３－４）と（３－５）の処理）は並列に実行されてもよい。１つのライト要求のライト対象が、新ユーザデータｎＤ_１、ｎＤ_２及びｎＤ_３であってもよいが、複数のライト要求（例えば、複数のライト先アドレスが連続した複数のライト要求）にそれぞれ対応した複数のライト対象が、それぞれ、新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３でよい。

　（３－１）コントローラ１００において、ＦＥＰＫ１１０のＩ／Ｆ１１０１は、ホスト計算機３０からの新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３を、ＣＭ１２４Ａに確保された領域へと書き込む。

　（３－２）ＭＰ１２１Ａ（任意のＭＰ１２１）は、新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３をＣＭ１２４Ａから読み出し、その新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３を異なるＣＭ１２４Ｂに書き込む。この処理を“新ユーザデータの二重化処理”と呼ぶ。すなわち、この処理によって、新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３の各々が、ＣＭ１２４Ａ及び１２４Ｂにおいて二重化される。この処理において、ＭＰ１２１Ａは、ホスト計算機３０から送られた新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３から１以上の保証コードを生成し、生成した１以上の保証コードを、１以上のライト要求に付随されて送られる１以上の保証コードと比較する。

　（３－３）ＭＰ１２１Ａは、ホスト計算機３０にライト要求に対する応答（正常終了）を送信する。

　（３－４）ＭＰ１２１Ａは、新ユーザデータ送信コマンドをデータＦＭＰＫ１４４Ａ_１、．．．１４４Ａ_３のうちの送信先に送信する。新ユーザデータ送信コマンドには、新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３のうちの送信対象が付随する。新ユーザデータは、ＦＭコントローラ１１４により、ＦＭ１４４３に格納される。

　（３－５）ＭＰ１２１Ａは、新ユーザデータ送信コマンドをパリティＦＭＰＫ１４４Ｐに送信する。その新ユーザデータ送信コマンドには、新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３が付随する。新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３は、ＦＭコントローラ１１４Ｐにより、ＦＭ１４４３Ｐに格納される。新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３は、新パリティｎＰの計算用データであり、ＦＭ１４４３Ｐに代えてＦＭコントローラ１１４Ｐ内のメモリ１４４５Ｐに格納されてよい。

　（３－６）（３－４）（３－５）が並列に１ストリップずつ実行されると、やがて、書込み先が、ストライプの終端ストリップ（例えば論理アドレス等で判断可能）になる。ＭＰ１２１Ａは、ストライプを構成する全ての新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３に対してライトが行われたと判定できた場合は（例えば、ストライプの先頭から終端までデータが書き込まれたと判断できた場合は）、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐに対してパリティ生成コマンドを送信する。そのパリティ生成コマンドに応答して、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの論理演算回路１４４２Ｐにより、新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３を用いて新パリティｎＰが生成される。

　（３－７）ＭＰ１２１Ａは、新ユーザデータ確定コマンド（旧ユーザデータｏＤを破棄する（旧ユーザデータの物理アドレスと論理アドレスとの対応付けを破棄する）コマンド、つまり、新ユーザデータｎＤを確定するコマンド）をデータＦＭＰＫ１４４Ａ_１、．．．１４４Ａ_３に送信する。データＦＭＰＫ１４４Ａ_１、．．．１４４Ａ_３の各々では、その新ユーザデータ確定コマンドに応答して、ＦＭコントローラ１１４Ａが、旧ユーザデータｏＤを格納した物理ページの物理アドレスのマッピング先の論理アドレスに対し、その物理アドレスに代えて、新ユーザデータｎＤを格納した物理ページの物理アドレスを有効とする（例えばマッピングする）。

　（３－８）ＭＰ１２１Ａは、新パリティ確定コマンド（旧パリティｏＰと新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３を破棄する（旧パリティの物理アドレスと新ユーザデータの物理アドレスとの論理アドレスに対する対応付けを破棄する）コマンド、つまり、新パリティｎＰを確定するコマンド）をパリティＦＭＰＫ１４４Ｐに送信する。パリティＦＭＰＫ１４４Ｐでは、その新パリティ確定コマンドに応答して、ＦＭコントローラ１１４Ｐが、旧パリティｏＰ及び新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３を格納した物理ページの物理アドレスのマッピング先の論理アドレスに対し、その物理アドレスに代えて、新パリティｎＰを格納した物理ページの物理アドレスを有効とする（例えばマッピングする）。

　図４は、図３に示されたストライプライト処理のうち、各ステップに対応したデータの処理段階がＭＰ１２１ＡによりＳＭ１２３に保存されていることを示す。

　図３が示した処理では、ステップ（３－３）～（３－６）のいずれかでＭＰ１２１Ａに障害が起きた場合、処理段階が、パリティ生成前段階であるため、正常なＭＰ（図示せず）が、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐに、ＣＭ１２４上にある新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３を送信してパリティ生成をやり直させる必要がある。ステップ（３－７）の段階では、データＦＭＰＫ１４４Ａ_１、．．．１４４Ａ_３上に新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３が、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐ上に新パリティｎＰがあるため、新ユーザデータ確定コマンドの送信と新パリティ確定コマンドの送信から処理を再開できる。

　図５は、データＦＭＰＫ１４４Ａ_１におけるデータ格納場所とマッピングテーブル格納場所とを示す。図６は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにおけるパリティ格納場所とマッピングテーブル格納場所とを示す。

　ＦＭＰＫ１４４の以下の動作の説明において、データＦＭＰＫ１４４Ａ_１における旧ユーザデータと、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにおける旧パリティとを、異なる名称で記載する。また、同じく、データＦＭＰＫ１４４Ａ_１における新ユーザデータと、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにおける新パリティとを異なる名称で記載する。これは、説明を簡単にするために名称を分けているものであり、データＦＭＰＫ１４４Ａ_１とパリティＦＭＰＫ１４４Ｐを同じハードウェアで実装する場合は、結果として、これらが同じものとなることはありうる。データＦＭＰＫ１４４Ａ_１とパリティＦＭＰＫ１４４Ｐの違いは、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐが、ストライプを構成する全ての新ユーザデータから新パリティｎＰを生成するために、これら複数の新ユーザデータを新パリティとは別の領域に格納する必要がある点である。追加ユーザデータは、後述する新ユーザデータ送信処理により、コントローラ１００からＦＭＰＫ１４４へ再度送られてきた新ユーザデータである。

　各ＦＭＰＫ１４４のメモリ１４４５には、マッピングテーブルが記憶される。マッピングテーブルは、論理アドレスと物理アドレスの対応関係を示す。以下の説明において、ＦＭＰＫ１４４において、コントローラ１００からＦＭＰＫ１４４へのコマンドにより指定されている論理アドレスを対象論理アドレスと呼ぶ。また、メモリ１４４５内に示されているマッピングテーブルのエントリのうち、対象論理アドレスのエントリを対象エントリと呼ぶ。

　データＦＭＰＫ１４４Ａ_１の対象エントリ１４４６Ａ_１は、対象論理アドレスと、旧ユーザデータｏＤ_１を格納した物理ページの物理アドレスと、新ユーザデータｎＤ_１の格納先とされる物理ページの物理アドレスとを格納する。新ユーザデータｎＤ_１がＦＭ１４４３に格納されるタイミングは、新ユーザデータ送信コマンドをＦＭコントローラが受信したときである。

　一方、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの対象エントリ１４４６Ｐは、対象論理アドレスと、旧パリティｏＰを格納した物理ページの物理アドレスと、新パリティｎＰの格納先となる物理ページの物理アドレスと、新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３の格納先とされる物理ページの物理アドレスとを格納する。新パリティｎＰ（及び新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３）がＦＭ１４４３に格納されるタイミングは、新ユーザデータ送信コマンドをＦＭコントローラ１１４Ｐが受信したときである。新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３は、ＦＭ１４４３Ｐに格納されず、メモリ１４４５に計算用のデータとして保持されてよい。

　図面及び以下の説明において、論理アドレスを“ＬＡ”、旧ユーザデータの物理アドレスを“ｏＵＰＡ”、新ユーザデータの物理アドレスを“ｎＵＰＡ”（ｎＵＰＡ１、．．．ｎＵＰＡ３等）と呼ぶことがある。パリティＦＭＰＫ１４４Ｐでは、新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３は、旧パリティあるいは新パリティを生成するために格納されるため、論理アドレスと、ストライプにおける新ユーザデータの識別番号との組合せにより、１つの新ユーザデータを識別することが可能である。なお、識別番号は、ｎＵＰＡｍ（ｍ＝１、２、…）のうちの“ｍ”である。

　また、旧パリティの物理アドレスを“ｏＰＰＡ”、新ユーザデータの物理アドレスを“ｎＰＰＡ”と呼ぶことがある。また、図面及び以下の説明において、論理アドレスの値を“ＬＢＡｘｘｘ”、物理アドレスの値を“ｐ０”、“ｐ１”、“ｐ２”．．．と呼ぶことがある。

　図面において、対象エントリ１４４６（１４４６Ａ_１及び１４４６Ｐ）内の物理アドレスからＦＭ１４４３（１４４３Ａ_１及び１４４３Ｐ）内への矢印は、ポインタを表し、その物理アドレスが矢印の先の物理ページを指すことを表す。

　ＦＭＰＫ１４４のＦＭコントローラ１１４は、コントローラ１００から対象論理アドレスに対する通常リードコマンドを受けた場合、マッピングテーブルの対象エントリ１４４６に基づいて、対象論理アドレスに対応付いている物理アドレスが指す物理ページから旧ユーザデータあるいは旧パリティを読み出す。

　以下の説明において、ＦＭＰＫ１４４が、データを格納する物理ページの物理アドレスを対象エントリ１４４６に登録することを、そのデータへの“ポインタ接続”と呼ぶ。また、ＦＭＰＫ１４４が、対象エントリ１４４６における物理アドレス（旧ユーザデータあるいは旧パリティの物理アドレスや、新ユーザデータあるいは新パリティの物理アドレス）を、別のデータを格納する物理ページの物理アドレスへ変更することを、そのデータの“ポインタ張替”と呼ぶ。また、ＦＭＰＫ１４４が、データを格納する物理ページの物理アドレスを対象エントリ１４４６から削除することを、そのデータの“ポインタ削除”と呼ぶ。これらは、ＣＰＵ１４４４がマッピングテーブルの対象エントリ１４４６を更新することを意味する。以下では、マッピングテーブルのうちの対象エントリを例に取るが、パリティ演算処理やリード／ライト処理は、複数のエントリ（論理アドレス）に対して並列に実行されてもよい。

　図７は、データＦＭＰＫ１４４Ａの実施例１に係る状態遷移ルール（ストライプライト処理用）を示す。なお、図７（及び、後の図８、図１９及び図２０）において、“ｏＤ”は、旧ユーザデータを意味し、“ｎＤ”は、新ユーザデータを意味する。また、“ｏＤ”及び“ｎＤ”の各々について、“０”は、そのデータが無いことを意味し、“１”は、そのデータが有ることを意味する。

　＜状態１＋新ユーザデータ送信コマンド＞

　図７によると、データＦＭＰＫ１４４Ａの状態１では、データＦＭＰＫ１４４Ａにおいて、旧ユーザデータが格納されており、対象エントリ１４４６Ａに、旧ユーザデータの物理アドレスが登録されている。まず、ＭＰ１２１は、対象論理アドレスを指定し新ユーザデータを伴う新ユーザデータ送信コマンドをデータＦＭＰＫ１４４Ａへ送る。次に、データＦＭＰＫ１４４ＡのＦＭコントローラは、新ユーザデータをメモリ１４４５に一時的に格納し、その後ＦＭ１４４３Ａの新たな物理ページへその新ユーザデータを書き込む。次に、データＦＭＰＫ１４４Ａは、新ユーザデータへのポインタ接続を行う（対象エントリ１４４６Ａに、新ユーザデータが格納された物理ページの物理ページを登録する）。次に、データＦＭＰＫ１４４Ａは、新ユーザデータ送信コマンドに対する正常終了応答を、コントローラ１００へ送る。この動作より、データＦＭＰＫ１４４Ａの状態は、状態１から状態２へ遷移する。この新ユーザデータ送信コマンドにより、旧ユーザデータが無効とされることなく、新ユーザデータの書き込み後も、対象論理アドレスと旧ユーザデータの物理アドレスとの対応関係が維持される。データＦＭＰＫ１４４Ａが、新ユーザデータ確定コマンドを受信すると、論理アドレスアドレスと旧ユーザデータの物理アドレスとの対応関係が解除される。

　＜状態２＋新ユーザデータ送信コマンド＞

　図７によると、データＦＭＰＫ１４４Ａの状態２では、データＦＭＰＫ１４４Ａにおいて、旧ユーザデータ及び新ユーザデータが格納されており、且つ、対象エントリ１４４６Ａにおいて、旧ユーザデータの物理アドレスと新ユーザデータの物理アドレスが登録されている。コントローラ１００は、対象論理アドレスを指定し追加ユーザデータを伴う新ユーザデータ送信コマンドをデータＦＭＰＫ１４４Ａへ送る。次に、データＦＭＰＫ１４４Ａは、追加ユーザデータをメモリ１４４５に一時的に格納し、その後、追加ユーザデータを、追加物理ページ（旧ユーザデータの物理ページ及び新ユーザデータの物理ページと異なる物理ページ）へ書き込む。次に、データＦＭＰＫ１４４Ａは、新ユーザデータから追加ユーザデータへのポインタ張替を行う（対象エントリ１４４６Ａに、新ユーザデータの物理アドレスとして、追加物理ページの物理アドレスを登録する）。次に、データＦＭＰＫ１４４Ａは、新ユーザデータ送信コマンドに対する正常終了応答を、コントローラ１００へ送る。この処理において、データＦＭＰＫ１４４Ａは、ＦＭ内の新ユーザデータを旧ユーザデータとはしない。新パリティ生成前の段階のため、旧ユーザデータとしては、旧パリティを生成した際の旧ユーザデータが維持される。このような処理がされても、状態２は維持される。すなわち、状態１及び状態２のいずれにおいても、データＦＭＰＫ１４４ＡのＦＭコントローラが新データ送信コマンドを受信した場合、データＦＭＰＫ１４４Ａの状態は、状態２である。

　＜状態１＋新ユーザデータ確定コマンド＞

　図７によると、状態１においてデータＦＭＰＫ１４４Ａが新ユーザデータ確定コマンドを受信した場合、データＦＭＰＫ１４４Ａは、新ユーザデータ確定コマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。つまり、状態１は、すでに新ユーザデータが確定している状態である。この処理は、例えば、新ユーザデータが確定してからＳＭ１２３内の処理段階情報（データＦＭＰＫ１４４Ａの現在の処理段階を表す情報）がクリアされる前にシステム障害が発生した場合に、データＦＭＰＫ１４４Ａの状態を確認するために実行される。

　＜状態２＋新ユーザデータ確定コマンド＞

　図７によると、状態２においてデータＦＭＰＫ１４４Ａが新ユーザデータ確定コマンドを受信した場合、新ユーザデータが確定し、状態が、状態２から状態１へ遷移する。具体的には、データＦＭＰＫ１４４Ａは、旧ユーザデータから新ユーザデータへのポインタ張替を行い（旧ユーザデータの物理アドレスを新ユーザデータの物理アドレスに変更し）、且つ、新ユーザデータのポインタ削除を行う（対象エントリ１４４６Ａから新ユーザデータの物理アドレスを削除する）。次に、データＦＭＰＫ１４４Ａは、新ユーザデータ確定コマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。これ以降、データＦＭＰＫ１４４Ａが通常リードコマンドを受けた場合、データＦＭＰＫ１４４Ａは新ユーザデータを応答する。

　このように、状態１及び状態２のいずれにおいても、データＦＭＰＫ１４４ＡのＦＭコントローラが新ユーザデータ確定コマンドを受信した場合、データＦＭＰＫ１４４Ａの状態は、状態１である。

　＜状態１＋通常ライトコマンド＞

　図７によると、状態１においてデータＦＭＰＫ１４４Ａが新ユーザデータを伴う通常ライトコマンドを受信した場合、新ユーザデータをＦＭ１４４３の物理ページへ書き込む。次に、データＦＭＰＫ１４４Ａは、旧ユーザデータから新ユーザデータへのポインタ張替を行う（旧ユーザデータの物理アドレスとして、新ユーザデータの物理アドレスを対象エントリに登録する）。次に、データＦＭＰＫ１４４Ａは、通常ライトコマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理において、状態１は維持される。

　＜状態２＋通常ライトコマンド＞

　図７によると、状態２においてデータＦＭＰＫ１４４Ａが追加ユーザデータを伴う通常ライトコマンドを受信した場合、追加ユーザデータをＦＭ１４４３の追加物理ページへ書き込む。次に、データＦＭＰＫ１４４Ａは、旧ユーザデータのポインタ張替を行う（旧ユーザデータの物理アドレスとして追加物理ページの物理アドレスを対象エントリに登録する）。次に、データＦＭＰＫ１４４Ａは、新ユーザデータのポインタ削除を行う（対象エントリ１４４６Ａから新ユーザデータの物理アドレスを削除する）。次に、データＦＭＰＫ１４４は、通常ライトコマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理において、状態は、状態２から状態１へ遷移する。

　図８は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの実施例１に係る状態遷移ルール（ストライプライト処理用）を示す。なお、図８（及び、後の図２０）において、“ｏＰ”は、旧パリティを意味し、“ｎＰ”は、新パリティを意味する。また、“ｏＰ”及び“ｎＰ”の各々について、“０”は、そのパリティが無いことを意味し、“１”は、そのパリティが有ることを意味する。

　＜状態１＋新ユーザデータ送信コマンド＞

　図８によると、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの状態１では、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにおいて、旧パリティが格納されており、対象エントリ１４４６Ｐに、旧パリティの物理アドレスが登録されている。まず、ＭＰ１２１は、対象論理アドレスを指定し新ユーザデータとストライプにおける新ユーザデータの識別番号とを伴う新ユーザデータ送信コマンドをパリティＦＭＰＫ１４４Ｐへ送る。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新ユーザデータをメモリ１４４５に一時的に格納し、その後、新ユーザデータをＦＭ１４４３の新たな物理ページへ書き込む。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新ユーザデータへのポインタ接続を行う（新ユーザデータの識別番号で特定される物理アドレス（新ユーザデータの物理アドレス）を対象エントリ１４４６Ｐに登録する）。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新ユーザデータ送信コマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理より、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの状態は、状態１から状態２へ遷移する。この新ユーザデータ送信コマンドにより、旧パリティが無効とされることなく、新ユーザデータの書き込み後も、論理アドレスと旧パリティの物理アドレスとの対応関係が維持される。パリティＦＭＰＫ１４４Ｐが、ストライプを構成する全ての新ユーザデータが揃った状態でパリティ生成コマンドを受信し、そのパリティ生成コマンドに応答してそれらの全ての新ユーザデータを用いて新パリティを生成してその新パリティを物理ページに格納し、その後に新パリティ確定コマンドを受信すると、論理アドレスと旧パリティの物理アドレスとの対応関係が解除される。

　＜状態２＋新ユーザデータ送信コマンド＞

　図８によると、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの状態２では、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにおいて、旧パリティ及び新ユーザデータが格納されており、且つ、対象エントリ１４４６Ｐにおいて、旧パリティの物理アドレス及び新ユーザデータの物理アドレスが登録されている。コントローラ１００は、対象論理アドレスを指定し追加ユーザデータとストライプにおける追加ユーザデータの識別番号とを伴う新ユーザデータ送信コマンドをパリティＦＭＰＫ１４４Ｐへ送る。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、追加ユーザデータをメモリ１４４５に一時的に格納し、その後、追加ユーザデータを追加物理ページへ書き込む。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新ユーザデータから追加ユーザデータへのポインタ張替を行う（新ユーザデータの識別番号で特定される物理アドレス（新ユーザデータの物理アドレス）として追加物理ページの物理アドレスを対象エントリ１４４６Ｐに登録す））。これは、指定された対象論理アドレスに対応する新ユーザデータ物理アドレスが既に登録済の場合に、その物理アドレスを更新する処理である。指定された対象論理アドレスに対応する新ユーザデータ物理アドレスが対象エントリに無ければ、状態１のケースと同様に、新ユーザデータへのポインタ接続が行われる。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新ユーザデータ送信コマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理において、ＦＭへ格納されている新ユーザデータから旧パリティは生成されない。新パリティ生成前の段階のため、旧パリティが維持される。この処理において、状態２が維持される。すなわち、状態１及び状態２のいずれにおいても、パリティＦＭＰＫ１４４ＰのＦＭコントローラが新ユーザデータ送信コマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの状態は、状態２である。

　＜状態３＋新ユーザデータ送信コマンド＞

　図８によると、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの状態３では、データＦＭＰＫ１４４において、旧パリティ、新ユーザデータ及び新パリティが格納されており、且つ、対象エントリ１４４６Ｐにおいて、旧パリティの物理アドレス、新ユーザデータの物理アドレス、及び、新パリティの物理アドレスが登録されている。まず、コントローラ１００は、対象論理アドレスを指定し追加ユーザデータとストライプにおける追加ユーザデータの識別番号とを伴う新ユーザデータ送信コマンドをパリティＦＭＰＫ１４４へ送る。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、追加ユーザデータをメモリ１４４５に一時的に格納し、その後、追加ユーザデータを追加物理ページへ書き込む。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新ユーザデータから追加ユーザデータへのポインタ張替を行う（新ユーザデータの識別番号で特定される新ユーザデータ物理アドレスとして追加物理ページの物理アドレスを対象エントリ１４４６Ｐに登録する）。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新パリティのポインタ削除を行う（対象エントリ１４４６Ｐから新パリティの物理アドレスを削除する）。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新ユーザデータ送信コマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理において、ＦＭへ格納されている新ユーザデータから旧パリティは生成されない。この処理において、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの状態は、状態３から状態２に遷移する。つまり、状態１及び状態３のいずれにおいても、パリティＦＭＰＫ１４４ＰのＦＭコントローラが新データ送信コマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの状態は状態２である。

　＜状態１＋パリティ生成コマンド＞

　図８によると、状態１においてパリティＦＭＰＫ１４４Ｐがパリティ生成コマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、対象エントリ１４４６Ｐから、新ユーザデータが存在しないこと、及び、新パリティを生成できないことを認識する。次に、パリティＦＭＰＫ１４４は、パリティ生成コマンドに対する異常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理の前後で、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの状態は遷移せず、状態１は維持される。

　＜状態２＋パリティ生成コマンド＞

　図８によると、状態２においてパリティＦＭＰＫ１４４Ｐがパリティ生成コマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４は、対象エントリ１４４６Ｐの新ユーザデータ物理アドレスを参照し、ストライプを構成する全ての新ユーザデータが存在するかどうかを判定する。全ての新ユーザデータが存在する場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、これらの新ユーザデータ物理アドレスが指す物理ページから新ユーザデータを読み出し、論理演算回路１４４２により新パリティを生成し、新パリティを物理ページへ書き込む。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新パリティへのポインタ接続をする（新パリティ物理アドレスとして新パリティ格納先の物理ページの物理アドレスを登録する）。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、パリティ生成コマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。状態２において正常にパリティを生成することができた場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの状態は、状態２から状態３に遷移する。異常終了した場合、状態２が維持される。また、ストライプを構成する全ての新ユーザデータが存在しない場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新パリティを生成できないため、パリティ生成コマンドに対する異常終了応答をコントローラ１００へ送る。

　＜状態３＋パリティ生成コマンド＞

　図８によると、状態３においてパリティＦＭＰＫ１４４Ｐがパリティ生成コマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４は、対象エントリ１４４６Ｐの新ユーザデータ物理アドレスを参照し、ストライプを構成する全ての新ユーザデータが存在するかどうかを判定する。全ての新ユーザデータが存在する場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、これらの新ユーザデータ物理アドレスが指す物理ページから新ユーザデータを読み出し、論理演算回路１４４２により新パリティを生成し、新パリティを物理ページへ書き込む。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新パリティへのポインタ接続をする（新パリティ物理アドレスとして、新パリティの格納先物理ページのアドレスを対象エントリ１４４６Ｐに登録する）。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、パリティ生成コマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。状態３において正常にパリティを生成することができた場合、状態３が維持される。パリティを構成する全ての新ユーザデータが存在しない場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新パリティを生成できないため、パリティ生成コマンドに対する異常終了応答をコントローラ１００へ送る。

　＜状態１＋新パリティ確定コマンド＞

　図８によると、状態１においてパリティＦＭＰＫ１４４Ｐが新パリティ確定コマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４は、新パリティ確定コマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。つまり、状態１は、すでに新パリティが確定している状態のため、正常な状態と認識される。この処理は、新パリティが確定してからＳＭ１２３内の上述の状態情報がクリアされる前にシステム障害が発生した場合に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの状態を確認するために実行される。

　＜状態２＋新パリティ確定コマンド＞

　図８によると、状態２においてパリティＦＭＰＫ１４４Ｐが新パリティ確定コマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４は、新パリティ確定コマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。つまり、すでに新パリティが確定している状態のため、正常な状態と認識される。この処理は、新パリティが確定してからＳＭ１２３内の上述の状態情報がクリアされる前にシステム障害が発生した場合に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの状態を確認するために実行される。

　＜状態３＋新パリティ確定コマンド＞

　図８によると、状態３においてパリティＦＭＰＫ１４４Ｐが新パリティ確定コマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４は、旧パリティから新パリティへのポインタ張替を行う（旧パリティの物理アドレスとして新パリティの物理アドレスを対象エントリ１４４６Ｐに登録する）。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新パリティのポインタ削除を行う（対象エントリ１４４６Ｐから新パリティの物理アドレスを削除する）。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新ユーザデータのポインタ削除を行う（対象エントリ１４４６Ｐから新ユーザデータの物理アドレスを削除する）。次に、ＦＭＰＫ１４４は、新パリティ確定コマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。これ以降、パリティＦＭＰＫ１４４ＰのＦＭコントローラが通常リードコマンドを受けた場合、旧パリティを応答する。

　＜状態１＋通常ライトコマンド＞

　図８によると、状態１においてパリティＦＭＰＫ１４４Ｐが対象論理アドレスを指定し新パリティを伴う通常ライトコマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新パリティを物理ページへ書き込む。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、旧パリティから新パリティへのポインタ張替を行う（旧パリティの物理アドレスとして新パリティの物理アドレスを対象エントリ１４４６Ｐに登録する）。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、通常ライトコマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理において、状態１が維持される。

　＜状態２＋通常ライトコマンド＞

　図８によると、状態２においてパリティＦＭＰＫ１４４Ｐが対象論理アドレスを指定し新パリティを伴う通常ライトコマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新パリティを物理ページへ書き込む。次に、旧パリティから新パリティへのポインタ張替を行う（旧パリティの物理アドレスとして新パリティの物理アドレスを対象エントリ１４４６Ｐに登録する）。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、通常ライトコマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理において、状態２が維持される。

　＜状態３＋通常ライトコマンド＞

　図８によると、状態３においてパリティＦＭＰＫ１４４Ｐが対象論理アドレスを指定し追加パリティを伴う通常ライトコマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、追加パリティを追加物理ページへ書き込む。次に、パリティＦＭＰＫ１４４は、旧パリティのポインタ張替を行う（旧パリティの物理アドレスとして追加物理ページの物理アドレスを対象エントリ１４４６Ｐに登録する）。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、新パリティのポインタ削除を行う（対象エントリ１４４６Ｐから新パリティの物理アドレスを削除する）。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、通常ライトコマンドに対する正常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理において、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの状態は、状態３から状態２へ遷移する。

　図９は、ホストライト要求処理（Ａ）の流れを示す。この処理は、ライト要求（典型的には、旧ユーザデータを新ユーザデータへ更新するライト要求）をＭＰ１２１がホスト計算機３０から受信した場合に開始される。

　ＭＰ１２１は、２つのＣＭ１２４（１２４Ａ及び１２４Ｂ）に、新ユーザデータを書き込むための領域を確保する（Ｓ２００１）。このとき、新ユーザデータを書き込むための領域は、コントローラ１００内の異なるＭＰ１２１にそれぞれ接続されたＣＭ１２４から１つずつ確保する。このように制御することで、ホストライト要求処理（Ａ）が正常に完了してからＣＭ１２４に書き込まれた新ユーザデータがＦＭＰＫ１４４に書き込まれるまでに、一方のＭＰＰＫ１２０やそれに接続されたＣＭ１２４に障害が起きたとしても、他方のＭＰＰＫ１２０が処理を引き継いで新ユーザデータをＦＭＰＫ１４４に書き込むことができる。

　次に、ＭＰ１２１は、ホスト計算機３０へ書き込み準備完了を送信する（Ｓ２００２）。

　次に、ＦＥＰＫ１１０のＩ／Ｆ１１０１は、ホスト計算機３０からの新ユーザデータを、ＣＭ１２４上の一方の確保領域（新ユーザデータをそれぞれ書き込むための２つの確保された領域のうちの一方）へと書き込む。

　データ二重化後、ＦＥＰＫ１１０のＩ／Ｆ１１０１から、ホストへ書き込み完了（ＧＯＯＤ応答と呼ばれる）が通知される（Ｓ２００３）。

　次に、ＭＰ１２１は、ホスト計算機３０から書き込まれた新ユーザデータを一方の確保領域（ＣＭ１２４における領域）から読み出して、その新ユーザデータを他方の確保領域（ＣＭ１２４における別の領域）に書き込む（Ｓ２００４）。この処理は、上述した“新ユーザデータの二重化処理”である。この新ユーザデータの二重化処理は、ＭＰＰＫ１２０がＤＭＡ（Direct Memory Access）機能を有する場合、ＭＰ１２１の指示に応じてＭＰＰＫ１２０のＤＭＡ機能が行ってもよい。また、このとき、ＭＰ１２１は、書き込まれた新ユーザデータから保証コードを算出し、その保証コードを、ライト要求に付随する保証コードと比較してもよい。ＭＰ１２１は、転送中のデータ欠損を検出した場合は、ホスト計算機３０に対して異常応答を返してホストライト要求処理（Ａ）を終了してよい。

　次に、ＭＰ１２１は、これら２つのＣＭ１２４に対応する２つのＳＭ１２３内の領域情報に、２つの確保領域（２つのＣＭ１２４における２つの新ユーザデータ格納領域）を示す値（キャッシュアドレス）をそれぞれ書き込む（Ｓ２００５）。領域情報は、キャッシュアドレスを含む情報である。

　次に、ＭＰ１２１は、これら２つのＣＭ１２４に対応する２つのＳＭ１２３内の処理段階情報に、パリティ生成前段階を示す値をそれぞれ書き込む（Ｓ２００６）。

　次に、ＭＰ１２１は、このパリティ生成前段階を意味する情報をＳＭ１２３内のパリティ生成前キューへ登録する（Ｓ２００７）。後述する連続書き込み判定処理（Ａ）において後述のメディア書き込み処理（Ｃ）を行う場合、ＭＰ１２１は、パリティ生成前キューにある情報を参照せずに、ＳＭ１２３内のキャッシュアドレス（新ユーザデータのＣＭ１２４上のアドレス）を参照して、パリティ生成を行うことになる。このため、Ｓ２００７においてパリティ生成前キューへの登録は不要に思えるが、例えば、ＭＰＰＫ１２０に障害が起きた場合に処理を引き継いだ他のＭＰＰＫ１２０が、メディア書き込み処理（Ｂ）によってパリティ生成前キューを参照し、新ユーザデータをＦＭＰＫ１４４にライトすることを期待するからである。

　次に、ＭＰ１２１は、ホスト計算機３０へライト要求に対する正常終了を送信する（Ｓ２００８）。

　Ｓ２００８の後、連続書き込み判定処理が実行される。連続書き込み判定処理は、Ｎ回（Ｎは自然数）のホストライト要求処理（Ａ）が行われる都度に実行される。

　新ユーザデータのホストライト要求処理（Ａ）毎に、ＳＭ１２３上の領域情報及びと処理段階情報が更新される。ＭＰ１２１に障害が発生した場合に、他のＭＰ１２１は処理段階情報を参照することで、ホストライト要求処理（Ａ）を引き継ぐことが可能となる。

　図１０は、連続書き込み判定処理（Ａ）の流れを示す。

　ＭＰ１２１は、今回の連続書き込み判定処理（Ａ）に関わるライト要求で指定されたアドレスと、今回の連続書き込み判定処理（Ａ）までにホスト計算機３０から受けたライト要求で指定されたアドレスとを基に、ホスト計算機３０からの複数の新ユーザデータの複数のライト先アドレスは論理ボリューム上の連続したアドレスであり、かつ、ＣＭ１２４に格納されている新ユーザデータは、ストライプを構成する新ユーザデータ群のうち、終端に位置するものかどうかを判定する（Ｓ２０２１）。

　Ｓ２０２１の判定結果が真の場合（Ｓ２０２１：Ｙｅｓ）、ＭＰ１２１は、ライト先の連続したアドレスを明示したメディア指示（Ａ）（メディア書き込み処理（Ａ）の指示）を、そのＭＰ１２１が属するＭＰＰＫ１２０内の任意のＭＰ１２１に対して送信する（Ｓ２０２２）。Ｓ２０２１の判定結果が偽の場合（Ｓ２０２１：Ｎｏ）、連続書き込み処理（Ａ）が終了し、それに伴い、ホストライト要求処理（Ａ）も終了する。

　図１１は、メディア書き込み処理（Ａ）の流れを示す。

　メディア指示（Ａ）を受信したＭＰ１２１は、その指示で明示されている連続したアドレスに基づき、ＳＭ１２３内の領域情報を参照して、連続したアドレスに対応したストライプを構成する新ユーザデータがＣＭ１２４に全て揃っているか（つまり、ストライプを構成する新ユーザデータがＣＭ１２４に存在するか）どうかを判定する（Ｓ２１０１）。Ｓ２１０１の判定結果が偽の場合（Ｓ２１０１：Ｎｏ）、処理が終了する。

　Ｓ２１０１の判定結果が真の場合（Ｓ２１０１：Ｙｅｓ）、ＭＰ１２１は、ＢＥＰＫ１４０のＩ／Ｆ１４０１に対して、複数のデータＦＭＰＫ１４４Ａに新ユーザデータ群を書き込むための複数の新ユーザデータ送信コマンドを、それぞれ、複数のデータＦＭＰＫ１４４Ａへ送る（Ｓ２１０２）。各新ユーザデータ送信コマンドでは、新ユーザデータの格納先として、旧ユーザデータの論理アドレスが指定される。

　１つのデータＦＭＰＫ１４４Ａを例に取る。データＦＭＰＫ１４４Ａにおいて、ＣＰＵ１４４４は、ポート１４４１を介して新ユーザデータ送信コマンド及び新ユーザデータを受け、その新ユーザデータをＦＭ１４４３内の物理ページに書き込み、コントローラ１００へ正常終了を応答する。ここで、ＣＰＵ１４４４は、旧ユーザデータの物理アドレスが対応付けられている対象論理アドレス（新ユーザデータ送信コマンドで指定された論理アドレス）に対して、新ユーザデータの物理アドレスを対応付ける。新ユーザデータは、少なくとも新ユーザデータ確定コマンドをデータＦＭＰＫ１４４Ａが受信しそのコマンドの処理が完了されるまで、データＦＭＰＫ１４４Ａにおいて保持される。

　ＭＰ１２１は、新ユーザデータ送信コマンドの送信先の全てのデータＦＭＰＫ１４４Ａの各々から新ユーザデータ送信コマンドの正常終了を受信すると（Ｓ２１０３）、ＢＥＰＫ１４０のＩ／Ｆ１４０１に対して、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐに新ユーザデータ群を書き込むための新ユーザデータ送信コマンドを、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐへ送る（Ｓ２１０４）。この新ユーザデータ送信コマンドでは、旧パリティの論理アドレスとストライプを構成する新ユーザデータ群の各々の識別番号とが指定される。

　パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにおいて、ＣＰＵ１４４４は、ポート１４４１を介して新データ送信コマンド及び新ユーザデータ群を受け、受信した新ユーザデータ群をＦＭ１４４３を書き込み、コントローラ１００へ正常終了を応答する。ここで、ＣＰＵ１４４４は、旧パリティの物理アドレスが対応付けられている対象論理アドレス（新ユーザデータ送信コマンドで指定された論理アドレス）に対して、新パリティの物理アドレスと新ユーザデータ群の各々の物理アドレスとを対応付ける。新ユーザデータ群及び新パリティは、少なくとも新パリティ確定コマンドをパリティＦＭＰＫ１４４Ｐが受信しそのコマンドの処理が完了されるまで保持される。

　ＭＰ１２１は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐから新ユーザデータ送信コマンドの正常終了を受信すると（Ｓ２１０５）、ストライプを構成する全ての新ユーザデータから新パリティを生成させて書き込むためのパリティ生成コマンドを、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐへ送る（Ｓ２１０６）。このパリティ生成コマンドでは、旧パリティの論理アドレスが指定される。

　パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにおいて、ＣＰＵ１４４４は、ポート１４４１を介してパリティ生成コマンドを受け、指定された論理アドレスに対応する新ユーザデータ群を読み出し、論理演算回路１４４２Ｐへ送る。論理演算回路１４４２Ｐは、旧パリティ及び新ユーザデータ群から新パリティを算出する。ＣＰＵ１４４４は、算出された新パリティをＦＭ１４４３に書き込み、コントローラ１００へ正常終了を応答する。

　ＭＰ１２１は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐからパリティ生成コマンドの正常終了を受信すると（Ｓ２１０７）、上述の２つのＳＭ１２３内の処理段階情報にパリティ生成後段階を示す値をそれぞれ書き込む（Ｓ２１０８）。このとき、ＭＰ１２１は、生成したパリティのストライプを構成する全ての新ユーザデータに対応するパリティ生成前段階情報をＳＭ１２３内のパリティ生成前キューから取り除き、同じくパリティ生成後段階情報をＳＭ１２３内のパリティ生成後キューへ登録する。このように、ＳＭ１２３には、パリティ生成前キューとパリティ生成後キューが存在する。

　Ｓ２１０８の後、データ確定処理（Ａ）が開始される。

　図１２は、データ確定処理（Ａ）の流れを示す。

　ＭＰ１２１は、新ユーザデータ確定コマンドを各データＦＭＰＫ１４４Ａ（新ユーザデータ群のうちのいずれかの新ユーザデータを格納したデータＦＭＰＫ１４４Ａ）へ送る（Ｓ２１１０）。この新ユーザデータ確定コマンドでは、旧ユーザデータの論理アドレスが指定される。

　１つのデータＦＭＰＫ１４４Ａを例に取る。データＦＭＰＫ１４４Ａにおいて、ＣＰＵ１４４４は、ポート１４４１を介して新ユーザデータ確定コマンドを受け、新ユーザデータを更新後のユーザデータとして確定し、コントローラ１００へ正常終了を応答する。これにより、コントローラ１００から通常ライトコマンド及び通常リードコマンドによる新ユーザデータへのアクセスが可能になる。

　ＭＰ１２１は、新ユーザデータ確定コマンドの送信先の全てのデータＦＭＰＫ１４４Ａの各々から新ユーザデータ確定コマンドの正常終了を受信すると（Ｓ２１１１）、新パリティ確定コマンドをパリティＦＭＰＫ１４４Ｐへ送る（Ｓ２１１２）。この新パリティ確定コマンドでは、旧パリティを格納している論理アドレスが指定される。これにより、コントローラ１００から通常ライトコマンド及び通常リードコマンドによる新パリティへのアクセスが可能になる。データＦＭＰＫ１４４Ａへの新ユーザデータ確定コマンドの送信と、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐへの新パリティ確定コマンドの送信の順序は逆でもよいしそれらが並列に実行されてもよい。

　パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにおいて、ＣＰＵ１４４４は、ポート１４４１を介して新パリティ確定コマンドを受け、新パリティを更新後のパリティとして確定し、コントローラ１００へ正常終了を応答する。

　ＭＰ１２１は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐから新パリティ確定コマンドの正常終了を受信すると（Ｓ２１１３）、２つのＳＭ１２３の領域（処理段階情報を格納した領域）をクリアする（Ｓ２１１４）。また、このとき、ＭＰ１２１は、新パリティ確定コマンドで指定された論理アドレスに対応したストライプを構成する全ての新ユーザデータに対応するパリティ生成後段階情報をＳＭ１２３内のパリティ生成後キューから取り除く。

　以上が、連続書き込み判定の結果に従うメディア書き込み処理（Ａ）である。

　このように処理することで、ストライプライト処理のパリティ生成に関わる処理を、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにオフロードすることが可能となる。

　このストライプライト処理において、ホスト計算機３０からの新ユーザデータ群は、ＣＭ１２４に書き込まれる（１回（ライト））。新ユーザデータ群の二重化のために、新ユーザデータ群はＣＭ１２４にコピーされる（２回（リード且つライト））。新ユーザデータ群は、一方のＣＭ１２４から保証コードの比較のために読み出される（１回（リード））。ＣＭ１２４からそれぞれデータＦＭＰＫ１４４ＡとパリティＦＭＰＫ１４４Ｐへ新ユーザデータ群が送られる（２回（リード且つリード））。これにより、一回のストライプライト処理におけるＣＭアクセス回数（ＣＭ１２４へのアクセスの回数）は、１つの新ユーザデータ群について合計６回で済む。つまり、ＣＭアクセス回数を低減することができる。このように、ＦＭＰＫ１４４がパリティの算出を実行することによりＭＰ１２１及びＣＭ１２４の負荷は低減され、ストレージシステムのシーケンシャルライト処理性能が向上する。

　なお、一比較例に係るストライプライト処理（ＲＡＩＤ５（３Ｄ＋１Ｐ））でのＣＭアクセス回数は、次の通り、１つの新ユーザデータ群について合計約７．６６回と、本実施例よりも多い。すなわち、一比較例によれば、ホスト計算機からの新ユーザデータ群（３つの新ユーザデータ）は、ＣＭ上の領域に書き込まれる（１回（ライト））。新ユーザデータ群の二重化のために、新ユーザデータ群はＣＭにコピーされる（２回（リード且つライト））。新ユーザデータ群は、一方のＣＭから保証コードの比較のために読み出される（１回（リード））。更に、新パリティ算出のためにＣＭから新ユーザデータ群が読み出される（１回（リード））。算出された新パリティがＣＭへ書き込まれる（１／３回（３つの新ユーザデータに対する１つのパリティのライト））。新パリティの二重化のために、新パリティがＣＭにコピーされる（２／３回（新パリティのリード且つライト））。新パリティの保証コードの比較のために新パリティがＣＭから読み出される（１／３回（新パリティのリード））。新ユーザデータ群がＣＭからデータＦＭＰＫ１４４Ａへ書き込まれる（１回（リード））。ＣＭ１２１から新パリティがパリティＦＭＰＫ１４４Ｐへ書き込まれる（１／３回（新パリティのリード））。結果として、一比較例に係るストライプライト処理では、ＣＭアクセス回数は、１つの新ユーザデータ群について合計約７．６６回になる。

　また、この実施例によれば、処理段階情報を、異なるＳＭ１２３に格納することにより、ストレージシステム１０の信頼性を高めることができる。

　なお、新ユーザデータが格納されるＣＭ１２４と、その新ユーザデータに対応する処理段階情報が格納されるＳＭ１２３とは、互いに異なるパッケージ内に設けられていてもよい。また、ＦＭＰＫ１４４内のマッピングテーブルは、メモリ１４４５に格納されるとしたが、メモリ１４４５に代えて又は加えてＦＭ１４４３に格納されてもよい。

　図１３は、メディア書き込み処理（Ｂ）の流れを示す。

　メディア書き込み処理（Ｂ）はホストライト要求処理とは非同期に実行される。例えば、メディア書き込み処理（Ｂ）は、一定の周期で開始されてよい。

　ＭＰ１２１は、パリティ生成前キューに情報の登録があることを検出すると（Ｓ２２０１）、ＣＭ１２４に旧ユーザデータ１つと旧パリティ１つと新パリティ２つとを書き込むための４つの領域をＣＭ１２４から確保する（Ｓ２２０２）。特に、新パリティ２つの書込み先となる２つの領域は、ＣＭ１２４の障害時に新パリティが失われても処理を継続するために、異なる主記憶領域１３０上に存在していてもよい。次に、ＭＰ１２１は、旧ユーザデータを取得するための通常リードコマンドを、データＦＭＰＫ１４４Ａへ送る（Ｓ２２０３）。この通常リードコマンドでは、旧ユーザデータの論理アドレスが指定される。

　データＦＭＰＫ１４４Ａにおいて、ＣＰＵ１４４４は、ポート１４４１を介して通常リードコマンドを受け、旧ユーザデータを読み出し、ポート１４４１を介して、コントローラ１００へ正常終了を応答し、ＢＥＰＫ１４０を介してＣＭ１２４へ旧ユーザデータを送る。

　次に、ＭＰ１２１は、データＦＭＰＫ１４４Ａから旧ユーザデータの通常リードコマンドの正常終了を受信すると（Ｓ２２０４）、旧パリティを取得するための通常リードコマンドを、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐへ送る（Ｓ２２０５）。

　パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにおいて、ＣＰＵ１４４４は、ポート１４４１を介して通常リードコマンドを受け、旧パリティを読み出し、ポート１４４１を介して、コントローラ１００へ正常終了を応答し、ＢＥＰＫ１４０を介してＣＭ１２４へ旧パリティを送る。

　ＭＰ１２１は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐから旧パリティのリードコマンドの正常終了を受信すると（Ｓ２２０６）、パリティを生成するための計算領域をＬＭ１２２から確保する（Ｓ２２０７）。ＭＰ１２１は、ＣＭ１２４から旧ユーザデータと旧パリティと新ユーザデータとを読み出し、確保した計算領域を使用しＸＯＲ演算によってパリティを算出する（Ｓ２２０８）。ＭＰ１２１は、生成したパリティを一つのＣＭ１２４の領域に書き込む。ＭＰ１２１は、ＣＭ１２４からパリティを読み出し、そのパリティをもう一つのＣＭ１２４の領域に書き込む（Ｓ２２０９）。これは、ＭＰ１２１に代えてＭＰＰＫ１２０のＤＭＡ機能により行われてもよい。また、このとき、ＭＰ１２１は、パリティを生成するために確保した計算領域をＬＭ１２２から解放する。

　次に、ＭＰ１２１は、生成したパリティに対応したストライプを構成する全ての新ユーザデータに対応するパリティ生成前段階情報をＳＭ１２３内のパリティ生成前キューから取り除き、同じくパリティ生成後段階情報をＳＭ１２３内のパリティ生成後キューへ登録する（Ｓ２２１０）。これは、処理段階情報の更新の一例である。ＭＰ１２１は、ＳＭ１３２内の処理段階情報への書き込みが完了すると、メディア書き込み処理（Ｃ）を実施する。

　図１４は、メディア書き込み処理（Ｃ）の流れを示す。

　本実施例では、メディア書き込み処理（Ｃ）はメディア書き込み処理（Ｂ）に続けて実施されるが、それに代えて、メディア書き込み処理（Ｂ）及びメディア書き込み処理（Ｃ）は異なるタイミングで実施されてもよい。メディア書き込み処理（Ｂ）は、パリティ生成前キューに情報（エントリ）があることが検出された場合に実施されるが、メディア書き込み処理（Ｃ）は、パリティ生成後キューに情報（エントリ）があることが検出された場合に実施されるためである。

　ＭＰ１２１は、ＣＭ１２４内の新ユーザデータをデータＦＭＰＫ１４４Ａに格納するための通常ライトコマンドを、データＦＭＰＫ１４４Ａへ送る（Ｓ２２２２）。

　次に、ＭＰ１２１は、データＦＭＰＫ１４４Ａから新ユーザデータの通常ライトコマンドの正常終了を受信すると（Ｓ２２２３）、ＣＭ１２４内の新パリティをパリティＦＭＰＫ１４４Ｐに格納するための通常ライトコマンドを、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐへ送る（Ｓ２２２４）。

　次に、ＭＰ１２１は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐから新パリティの通常ライトコマンドの正常終了を受信すると（Ｓ２２２５）、処理段階情報を格納する領域（２つのＳＭ１３２の領域）をクリアする（Ｓ２２２６）。このとき、ＭＰ１２１は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにライトした新パリティに対応したストライプを構成する全ての新ユーザーデータに対応するパリティ生成後段階情報をＳＭ１２３内のパリティ生成後キューから取り除く。

　メディア書き込み処理（Ｃ）の終了を受けて、メディア書き込み処理（Ｂ）が終了する。

　以上が、パリティ生成前キューに登録された情報に対応した新ユーザデータから新パリティを作成してデータＦＭＰＫ１４４ＡとパリティＦＭＰＫ１４４Ｐに新ユーザデータ及び新パリティをライトするためのリードモディファイライト処理である。

　＜実施例１に係る引継ぎライト処理＞

　以下、ＭＰ障害に応じた引継ぎライト処理について説明する。以下の説明では、障害の発生したＭＰを「異常ＭＰ」、異常ＭＰを有するＭＰＰＫを「異常ＭＰＰＫ」、障害のないＭＰを「正常ＭＰ」、正常ＭＰを有するＭＰＰＫを「正常ＭＰＰＫ」と呼ぶ。

　図１５は、パリティ生成前段階のＭＰ障害に応じた実施例１に係る引継ぎライト処理の流れを示す。図１６は、ＭＰ障害の検出に応答して行われる障害処理の流れを示す。

　図１５によると、引継ぎライト処理は、ライト処理中のＭＰ１２１Ａに障害が発生した場合に行われる処理である。この場合、いずれかの正常なＭＰ１２１Ｂは、このライト処理を引き継ぐ引継ぎライト処理を行う。ライト処理中、二つのＳＭ１２３に処理段階情報を格納することにより、正常ＭＰ１２１Ｂは、処理段階情報を認識し、処理段階情報に応じた適切な引継ぎライト処理を行うことができる。処理段階情報は二重化してＳＭ１２３に格納される。また、ＭＰ障害発生時のデータロストを回避するために、以下の引継ぎライト処理が実行される。

　引継ぎライト処理を説明する。正常ＭＰＰＫ（図示せず）の正常ＭＰ１２１Ｂは、他のＭＰＰＫ（図示せず）内のＭＰ１２１Ａに障害が発生したことを検出し、ＳＭ１２３をサーチし（Ｓ３００１）、見つかった処理段階情報からパリティ生成前段階を検出したか否かを判定する（Ｓ３００２）。

　Ｓ３００２の判定結果が真の場合（Ｓ３００２：Ｙｅｓ）、正常ＭＰ１２１Ｂは、ＳＭ１２３内の領域情報に基づいて、メディア書き込み処理（Ａ）を指示する（Ｓ３００３）。これは、図１５における（１５－４）以降の処理を行うことを意味する。このメディア書き込み処理（Ａ）は、当該正常ＭＰ１２１が行ってもよいし（つまり指示は内部的に発行されてもよいし）、他の正常ＭＰＰＫ１２０内の他の正常ＭＰ１２１が行ってもよい。

　一方、Ｓ３００２の判定結果が偽の場合（Ｓ３００２：Ｎｏ）、正常ＭＰ１２１Ｂは、見つかった処理段階情報からパリティ生成後段階を検出したか否かを判定する（Ｓ３００４）。Ｓ３００４の判定結果が偽の場合（Ｓ３００４：Ｎｏ）、処理が終了する。

　Ｓ３００４の判定結果が真の場合（Ｓ３００４：Ｙｅｓ）、正常ＭＰ１２１Ｂは、ＳＭ１２３内の領域情報に基づいて、データ確定処理（Ａ）を指示する（Ｓ３００５）。これは、図１５における（１５－７）以降の処理が行われることを意味する。データ確定処理（Ａ）は、当該正常ＭＰ１２１が行ってもよいし、他の正常ＭＰＰＫ１２０内の他の正常ＭＰ１２１が行ってもよい。

　以上の障害処理によって、メディア書き込み処理（Ａ）の途中でその処理を実行するＭＰ１２１Ａに障害が発生した場合でも、正常ＭＰ１２１Ｂがその異常ＭＰ１２１Ａの処理を引き継いで実施することができる。図１６で示した障害処理が未実施の場合でも、ＳＭ１２３の２つの領域にパリティ生成前キューとパリティ生成後キューが存在しており、周期的にこれらの情報を監視しているメディア書き込み処理（Ｂ）やメディア書き込み処理（３）があるため、処理段階に応じた引継ぎ（再開）が可能である。ＳＭに処理段階を記録することで、ＭＰ１２１Ａに障害が発生しても、他の正常ＭＰ１２１Ｂは処理を引き継ぐことができる。ＭＰ障害時の処理段階情報がパリティ生成後段階を示す場合、正常ＭＰ１２１ＢがデータＦＭＰＫ１４４Ａの新ユーザデータを確定させる段階から、ライト処理を引き継ぐことができる。

　実施例２を説明する。その際、実施例１との相違点を主に説明し、実施例１との共通点については説明を省略又は簡略する。

　＜実施例２に係るライト処理＞

　正常時のライト処理について説明する。ストライプライト処理を例に取る。

　実施例２では、コントローラは、ホスト計算機３０からのライト要求と共に送られてきたライトデータに従う新ユーザデータ及びパリティをＣＭ１２４経由でデータＦＭＰＫ１４４Ａ及びパリティＦＭＰＫ１４４Ｐに書き込んだ後にホスト計算機に対してライト要求の正常応答を返す。

　図１７は、実施例２に係るストライプライト処理の流れを示す。

　図１７によると、ホスト計算機３０から、１ストライプ分の全ての旧ユーザデータｏＤ_１、．．．ｏＤ_３を新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３へ更新する１以上のライト要求をコントローラ１００が受信した場合、コントローラ１００は、以下の（１７－１）～（１７－７）のフローに沿った処理を実行する。

　（１７－１）コントローラ１００において、ＦＥＰＫ１１０のＩ／Ｆ１１０１は、ホスト計算機３０からの新ユーザデータを、ＣＭ１２４Ａに確保された領域へ書き込む。

　（１７－２）ＭＰ１２１Ａは、新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３をそれぞれデータＦＭＰＫ１４４Ａ_１、．．．１４４Ａ_３に送信する。各新ユーザデータは、新ユーザデータ送信コマンドに付随する。ストライプライン処理のためである。もし、ライト処理が、リードモディファイライト処理であれば、新ユーザデータは、通常ライトコマンドに付随する（実施例１でも同様）。

　（１７－３）ＭＰ１２１Ａは、新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３をパリティＦＭＰＫ１４４Ｐに送信する。新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３は、新ユーザデータ送信コマンドに付随する。ストライプライン処理のためである（実施例１でも同様）

　この時点では、データＦＭＰＫ１４４Ａ及びパリティＦＭＰＫ１４４Ｐ共に、データ確定処理は行われない。すなわち、実施例１では、二重化されたデータの両方がそれぞれ２つのＣＭ領域（典型的には２つの異なるＣＭ１２４）に存在するが、実施例２では、二重化されたデータの一方はＣＭに他方はＦＭＰＫ１４４（データＦＭＰＫ１４４Ａ又はパリティＦＭＰＫ１４４Ｐ）に存在する。このとき、データＦＭＰＫ１４４Ａ及びパリティＦＭＰＫ１４４Ｐの各々において、受信した新ユーザデータから保証コードが生成され、その保証コードが、コマンドに付随されて送られる保証コードと比較される。そのコマンドは、ストライプライト処理においては新ユーザデータ送信コマンドであり、リードモディファイライト処理においては通常ライトコマンドである。

　（１７－４）ＭＰ１２１Ａは、ホスト計算機３０にライト要求に対する応答（正常終了）を送信する。

　（１７－５）ＭＰ１２１Ａは、ストライプを構成する全ての新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３に対してライトが行われたと判定できた場合は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐに対してパリティ生成コマンドを送信する。

　（１７－６）ＭＰ１２１Ａは、新ユーザデータ確定コマンドをデータＦＭＰＫ１４４Ａ_１、．．．１４４Ａ_３に送信する。

　（１７－７）ＭＰ１２１Ａは、新パリティ確定コマンドをパリティＦＭＰＫ１４４Ｐに送信する。

　図１８は、図１７に示されたストライプライト処理のうち、各ステップに対応したデータの処理段階がＭＰ１２１ＡによりＳＭ１２３に保存されていることを示す。

　図１７が示す処理では、ステップ（１７－４）及び（１７－５）のいずれかでＭＰ１２１Ａに障害が起きた場合、処理段階が、パリティ生成前段階であるため、正常ＭＰ（図示せず）が、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐに、ＣＭ１２４上にある新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３を送信してパリティ生成をやり直させる必要がある。すなわち、実施例２では、パリティ生成前の新ユーザデータはＣＭ１２４上で二重化されておらず、ＦＭＰＫ１４４Ａ側で二重化されている。ＦＭＰＫ１４４ＡからＦＭＰＫ１４４Ｐへの直接送信が不可のため、ＣＭ１２４は、その送信バッファとして利用される。ステップ（１７－６）及び（１７－７）のいずれかでＭＰ障害が起きた場合は、データＦＭＰＫ１４４Ａ_１、．．．１４４Ａ_３上に新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３が、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐ上に新パリティｎＰがあるため、新ユーザデータ確定コマンドの送信と新パリティ確定コマンドの送信から処理を再開できる。また、ステップ（１７－４）～（１７－７）のいずれかでデータＦＭＰＫ１４４Ａ_１、．．．１４４Ａ_３のいずれかあるいはパリティＦＭＰＫ１４４Ｐに障害が起きた場合、正常なＦＭＰＫ１１４Ａから新ユーザデータを読み出し、正常なデータＦＭＰＫ１４４ＡあるいはパリティＦＭＰＫ１４４Ｐに新ユーザデータを書き直して、以降の処理を継続することができる。

　図１９は、データＦＭＰＫ１４４Ａの実施例２に係る状態遷移ルール（ストライプライト処理用）を示す。

　ＭＰ１２１からデータＦＭＰＫ１４４Ａへのコマンドとして、実施例１で定義されていたコマンドに加え、新ユーザデータ受信コマンドが定義されている。新ユーザデータ受信コマンドは、新ユーザデータと新パリティがデータＦＭＰＫ１４４ＡとパリティＦＭＰＫ１４４Ｐとに確定する前にメディアに障害が起きた場合等に、障害が起きたＦＭＰＫとは別のＦＭＰＫにＣＭ１２４から新ユーザデータを送って（当該別のＦＭＰＫが新たなデータＦＭＰＫ１４４ＡあるいはパリティＦＭＰＫ１４４Ｐとなり）、以降の処理を継続するために用いられるコマンドである。つまり、本実施例では、リードコマンドとして、通常リードコマンドと新ユーザデータ受信コマンドがある。新ユーザデータ受信コマンドは、特殊リードコマンドの一例である。

　＜状態１＋新ユーザデータ受信コマンド＞

　図１９によると、状態１においてデータＦＭＰＫ１４４Ａが対象論理アドレスを指定した新ユーザデータ受信コマンドを受信した場合、データＦＭＰＫ１４４は、対象論理アドレスに対応する新ユーザデータが存在しないことを検出し、異常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理においてり、状態１は維持される。

　＜状態２＋新ユーザデータ受信コマンド＞

　図１９によると、状態２においてデータＦＭＰＫ１４４Ａが対象論理アドレスを指定した新ユーザデータ受信コマンドを受信した場合、データＦＭＰＫ１４４Ａは、対象論理アドレスに対応した新ユーザデータ物理アドレスが指す物理ページからデータを読み出し、そのデータをコントローラ１００に送信する。次に、データＦＭＰＫ１４４Ａは、正常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理において、状態２は維持される。つまり、状態１及び状態２のいずれの状態のデータＦＭＰＫ１４４Ａが新ユーザデータ送信コマンドを受信しても、状態遷移は行われない。

　図２０は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐの実施例２に係る状態遷移ルール（ストライプライト処理用）を示す。

　ＭＰ１２１からパリティＦＭＰＫ１４４Ｐへのコマンドとして、実施例１でも定義されていたコマンドに加えて、データＦＭＰＫ１４４Ａと同様に新ユーザデータ受信コマンドが定義されている。新ユーザデータ受信コマンドの用途は、データＦＭＰＫ１４４Ａについてのそれと同様である。

　＜状態１＋新ユーザデータ受信コマンド＞

　図２０によると、状態１においてパリティＦＭＰＫ１４４Ｐが対象論理アドレスと新ユーザデータ識別番号とを指定した新ユーザデータ受信コマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、対象論理アドレスに対応する新ユーザデータが存在しないことを検出し、異常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理において、状態１は維持される。

　＜状態２＋新ユーザデータ受信コマンド＞

　図２０によると、状態２においてパリティＦＭＰＫ１４４Ｐが対象論理アドレスと新ユーザデータ識別番号とを指定した新ユーザデータ受信コマンドを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、対象論理アドレスに対応した新ユーザデータ物理アドレスが存在すれば、当該物理アドレスが指す物理ページからデータを読み出しそのデータをコントローラ１００に送信する。次に、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、正常終了応答をコントローラ１００へ送る。一方、対象論理アドレスに対応した新ユーザデータ物理アドレスが存在しなければ、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、異常終了応答をコントローラ１００へ送る。いずれにしても、この処理において、状態２は維持される。

　＜状態３＋新ユーザデータ受信コマンド＞

　図２０によると、状態３においてパリティＦＭＰＫ１４４Ｐが対象論理アドレスと新ユーザデータ識別番号とを指定した新ユーザデータ受信コマンドをデータを受信した場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、対象論理アドレスに対応した新ユーザデータ物理アドレスが存在すれば、当該物理アドレスが指す物理ページからデータを読み出しそのデータをコントローラ１００に送信する。次に、パリティＦＭＰＫ１４４は、正常終了応答をコントローラ１００へ送る。一方、対象論理アドレスに対応した新ユーザデータ物理アドレスが存在しない場合、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、異常終了応答をコントローラ１００へ送る。この処理において、状態３は維持される。つまり、状態１～状態３のいずれの状態のパリティＦＭＰＫ１４４Ｐが新ユーザデータ送信コマンドを受信しても、状態遷移は行われない。

　図２１及び図２２は、ホストライト要求処理（Ｂ）の流れを示す。この処理は、ライト要求（典型的には、旧ユーザデータを新ユーザデータへ更新するライト要求）をＭＰ１２１がホスト計算機３０から受信した場合に開始される。

　ＭＰ１２１は、ＣＭ１２４に、新ユーザデータを書き込むための領域を１つ確保する（Ｓ２３０１）。

　次に、ＭＰ１２１は、ホスト計算機３０へ書き込み準備完了を送信する（Ｓ２３０２）。

　次に、ＦＥＰＫ１１０のＩ／Ｆ１１０１は、ホスト計算機３０からの新ユーザデータを、ＣＭ１２４に確保された領域へと書き込む。

　ＦＥＰＫ１１０のＩ／Ｆ１１０１から、ＣＭ１２４への書込みの完了がホスト計算機３０へ通知される（Ｓ２３０３）。そして、ＭＰ１２１は、データＦＭＰＫ１４４Ａに新ユーザデータ送信コマンドを、データＦＭＰＫ１４４Ａへ送る（Ｓ２３０４）。この新ユーザデータ送信コマンドでは、旧ユーザデータの論理アドレスが指定される。

　データＦＭＰＫ１４４Ａにおいて、ＣＰＵ１４４４は、ポート１４４１を介して新データ送信コマンド及び新ユーザデータを受け、受信した新ユーザデータをＦＭ１４４３に書き込み、コントローラ１００へ正常終了を応答する。ここで、データＦＭＰＫ１４４Ａ内では、旧ユーザデータ物理アドレスが対応付けられている対象論理アドレスに対して、新ユーザデータ物理アドレスが対応付けられる。新ユーザデータは、少なくとも新ユーザデータ確定コマンドを受信し、処理が完了するまで保持される。また、このときデータＦＭＰＫ１４４Ａは、書き込まれた新ユーザデータから保証コードを計算し、その保証コードを新ユーザデータ送信コマンドに付随する保証コードと比較する。データＦＭＰＫ１４４Ａは、転送中のデータ欠損を検出した場合は、コントローラ１００へ異常終了を応答する。ＭＰ１２１は、データＦＭＰＫ１４４Ａから異常終了を受信した場合は、ＣＭ１２４の新ユーザデータから保証コードを算出し、その保証コードを、ホスト計算機３０からのライト要求に付随された保証コードと比較する。転送中のデータ欠損を検出した場合は、ＭＰ１２１は、ホスト計算機３０にライト要求の異常終了を送信する。なお、ＭＰ１２１による保証コード比較の結果として、転送中のデータ欠損がない場合、コントローラ１００からデータＦＭＰＫ１４４Ａへの新ユーザデータの書き込みの過程のどこかでデータ欠損が発生したことになる。このため、ＭＰ１２１は、転送中のデータ欠損がない場合、他のデータＦＭＰＫ１４４Ａや他のデータ転送経路を使って再度新ユーザデータ送信コマンドを発行してもよい。

　さて、ＭＰ１２１は、データＦＭＰＫ１４４Ａから新ユーザデータ送信コマンドの正常終了を受信すると（Ｓ２３０５）、新ユーザデータ送信コマンドを、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐへ送る（Ｓ２３０６）。この新ユーザデータ送信コマンドでは、旧パリティの論理アドレスと新ユーザデータ識別番号とが指定される。

　パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにおいて、ＣＰＵ１４４４は、ポート１４４１を介して新データ送信コマンド及び新ユーザデータを受け、受信した新ユーザデータをＦＭ１４４３に書き込み、コントローラ１００へ正常終了を応答する。ここで、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐ内では、旧パリティ物理アドレスが対応付けられた論理アドレスアドレスに対して、新パリティ物理アドレスと新ユーザデータ物理アドレスとが対応付けられる。新ユーザデータ及び新パリティは、新パリティ確定コマンドを受信して処理が完了するまで保持される。また、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、書き込まれた新ユーザデータから保証コードを計算し、その保証コードを、新ユーザデータ送信コマンドに付随する保証コードと比較する。パリティＦＭＰＫ１４４Ｐは、転送中のデータ欠損を検出した場合は、コントローラ１００へ異常終了を応答する。ＭＰ１２１は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐから異常終了を受信した場合は、ＣＭ１２４の新ユーザデータから保証コードを算出し、その保証コードを、ホスト計算機３０からのライト要求に付随された保証コードと比較する。ＭＰ１２１は、転送中のデータ欠損を検出した場合は、ホスト計算機３０にライト要求の異常終了を送信する。なお、ＭＰ１２１による保証コード比較の結果として、転送中のデータ欠損がない場合、コントローラ１００からパリティＦＭＰＫ１４４Ｐへの新ユーザデータの書き込みの過程のどこかでデータ欠損が発生したことになる。このため、ＭＰ１２１は、転送中のデータ欠損がない場合、他のパリティＦＭＰＫ１４４Ｐや他のデータ転送経路を使って再度新ユーザデータ送信コマンドを発行してもよい。

　実施例２では、このデータＦＭＰＫ１４４ＡとパリティＦＭＰＫ１４４Ｐに、新ユーザデータを書き込む処理を、“新ユーザデータの二重化処理”と呼ぶ。この新ユーザデータの二重化処理は、ＭＰＰＫ１２０がＤＭＡ機能を有する場合、ＭＰ１２１の指示に応じてＭＰＰＫ１２０のＤＭＡ機能が行ってもよい。

　ＭＰ１２１は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐから新ユーザデータ送信コマンドの正常終了を受信すると（Ｓ２３０７）、２つのＣＭ１２４に対応する２つのＳＭ１２３内の領域情報に、新ユーザデータが格納された２つのＣＭ１２４の領域を示す値（ＣＭアドレス）をそれぞれ書き込む（Ｓ２３０８）。

　次に、ＭＰ１２１は、これら２つのＣＭ１２４の領域に対応する２つのＳＭ１２３内の処理段階情報に、パリティ生成前段階を示す値をそれぞれ書き込む（Ｓ２３０９）。

　次に、ＭＰ１２１は、パリティ生成前段階を示す情報をＳＭ１２３内のパリティ生成前キューへ登録する。（Ｓ２３１０）。後述する連続書き込み判定処理（Ｂ）で、メディア書き込み処理（Ｄ）が行われる場合、パリティ生成前キューにある情報を参照せずに、ＳＭ１２３内のＣＭアドレス（新ユーザデータのＣＭ１２４上のアドレス）を参照して、パリティ生成が行われる。このため、Ｓ２００７においてパリティ生成前キューへの登録は不要に思えるが、例えば、ＭＰＰＫに障害が起きた場合に処理を引き継いだ他のＭＰＰＫ１２０が、メディア書き込み処理（Ｂ）によってパリティ生成前キューを参照し、新ユーザデータをＦＭＰＫにライトすることを期待するからである。このとき、メディア書き込み処理（Ｂ）では、新ユーザデータの二重化をＣＭ１２４の２つの領域を使って行っているが、これらが実施例２では、データＦＭＰＫ１４４ＡとパリティＦＭＰＫ１４４Ｐである点が異なっている。このため、Ｓ２２０７でパリティを計算するＬＭ領域を確保する前に、新ユーザデータを一度ＣＭ１２４の領域にリードするために、ＣＭ１２４の領域を確保し、データＦＭＰＫ１４４ＡあるいはパリティＦＭＰＫ１４４Ｐに新ユーザデータ受信コマンドを発行するという過程が追加される。

　次に、ＭＰ１２１は、ホスト計算機３０へライト要求の正常終了を送信する（Ｓ２３１１）。

　実施例２においても、実施例１と同様に、新ユーザデータのライト処理毎に、ＳＭ内の領域情報及び処理段階情報が更新される。ＭＰに障害が発生した場合に、他のＭＰは処理段階情報を参照することで、ライト処理を引き継ぐことが可能となる。

　図２３は、連続書き込み判定処理（Ｂ）の流れを示す。

　図２３のＳ２４２１は、図１０のＳ２０２１と同じである。図２３のＳ２４２２は、図１０のＳ２０２２と異なる。すなわち、Ｓ２４２２では、メディア書き込み処理（Ｄ）が指示される。

　図２４は、メディア書き込み処理（Ｄ）の流れを示す。

　図２３のＳ２４２２において指定された論理アドレス（論理ボリュームの論理アドレス範囲）に基づき、ＭＰ１２１が、ＳＭ１２３内の領域情報を参照して、ストライプを構成する新ユーザデータがＣＭ１２４に全て揃っているかどうかを判定する（Ｓ２５０１）。

　Ｓ２５０１の判定結果が真の場合（Ｓ２５０１：Ｙｅｓ）、ＭＰ１２１は、パリティ生成コマンド（ストライプを構成する全ての新ユーザデータから新パリティを生成させて書き込むためのコマンド）を、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐへ送る（Ｓ２５０２）。このパリティ生成コマンドでは、旧パリティの論理アドレスが指定される。

　パリティＦＭＰＫ１４４Ｐにおいて、ＣＰＵ１４４４は、ポート１４４１を介してパリティ生成コマンドを受け、指定された論理アドレスに対応する全ての新ユーザデータを読み出し、論理演算回路１４４２へ送る。論理演算回路１４４２は、全ての新ユーザデータから新パリティを算出する。ＣＰＵ１４４４は、新パリティをＦＭ１４４３に書き込み、コントローラ１００へ正常終了を応答する。

　ＭＰ１２１は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐからパリティ生成コマンドの正常終了を受信すると（Ｓ２５０３）、上述の２つのＳＭ１２３内の処理段階情報にパリティ生成後段階を示す値をそれぞれ書き込む（Ｓ２５０４）。このとき、ＭＰ１２１は、生成されたパリティに対応したストライプを構成する全ての新ユーザーデータに対応するパリティ生成前段階情報をＳＭ１２３内のパリティ生成前キューから取り除き、且つ、パリティ生成後段階情報をＳＭ１２３内のパリティ生成後キューへ登録する。

　次に、ＭＰ１２１は、データ確定処理（Ａ）を開始し、新ユーザデータ確定コマンドをデータＦＭＰＫ１４４Ａへ送る。この新ユーザデータ確定コマンドでは、旧ユーザデータの論理アドレスが指定される。データ確定処理（Ａ）が終了した場合、メディア書き込み処理（Ｄ）が終了する。

　以上が、連続アドレスへの書き込みであると判定された結果に従うメディア書き込み処理（Ｄ）である。この処理を含んだライト処理において、ホスト計算機３０からの新ユーザデータは、ＣＭ１２４にある１つの領域に書き込まれ（１回（ライト））、新ユーザデータがそれぞれＣＭ１２４からデータＦＭＰＫ１４４ＡとパリティＦＭＰＫ１４４Ｐへ送られる（２回（リード且つリード））。これにより、１つの新ユーザデータ群（ストライプを構成する全ての新ユーザデータ）のライト処理におけるＣＭアクセス回数は３回である。つまり、ＣＭ１２４へのアクセス回数を低減することができる。

　このように、ＦＭＰＫがパリティの算出を実行することにより、コントローラ１００におけるＭＰ及びＣＭの負荷は実施例１に比べてさらに低減され、ストレージシステムのシーケンシャルライト処理性能が向上する。

　＜実施例２に係る引継ぎライト処理＞

　以下、ＭＰ障害時の引継ぎライト処理について説明する。

　図２５は、パリティ生成前段階のＭＰ障害に応じた実施例２に係る引継ぎライト処理の流れを示す。

　ＭＰ障害時のＭＰ１２１の動作は、次の点以外は図１６と同様である。すなわち、実施例２では、図１６のＳ３００３のメディア書き込み処理（Ａ）に代えて、実施例２に係るメディア書き込み処理（Ｄ）が行われる。

　図２５によると、実施例２に係る引継ぎライト処理は、実施例１と同様に、正常ＭＰ１２１が処理段階情報に応じた処理を行うことで実現される。

　図２５によると、ＭＰ１２１Ａに障害が発生した場合、正常ＭＰ１２１Ｂが、ＳＭ１２３をサーチし、見つかった処理段階情報からパリティ生成前段階を検出したか否かを判定する。

　図２５によると、パリティ生成前段階が検出された場合、ステップ（２５－４）（パリティ生成コマンドの送信）以降の処理が行われる。これは、図２４に示したメディア書き込み処理（Ｄ）の指示を意味する。このメディア書き込み処理（Ｄ）は、当該ＭＰ１２１Ｂが行ってもよいし、ＭＰＰＫ１２０の他の正常なＭＰ１２１が行ってもよい。

　一方、パリティ生成前段階が検出されなかった場合、ＭＰ１２１Ｂは、見つかった処理段階情報からパリティ生成後段階を検出したか否かを判定する。

　図２５によると、このパリティ生成後段階が検出された場合、ステップ（２５－５）（新ユーザデータ確定コマンドの送信）以降の処理が行われる。これは、図１２に示したデータ確定処理（Ａ）の指示を意味する。このデータ確定処理（Ａ）は、当該ＭＰ１２１Ｂが行ってもよいし、ＭＰＰＫ１２０の他の正常なＭＰ１２１が行ってもよい。パリティ生成後段階が検出されなかった場合、ＭＰ１２１Ｂは、このフローを終了させる。

　以上の障害処理によって、メディア書き込み処理（Ｄ）やデータ確定処理（Ａ）の途中でＭＰ１２１に障害が発生した場合でも、正常なＭＰ１２１が処理を引き継いで実施することができる。

　図２６は、パリティ生成前段階のパリティＦＭＰＫ障害に応じた実施例２に係る引継ぎライト処理の流れを示す。

　図２６によると、パリティＦＭＰＫ障害時、実施例２の引継ぎライト処理は、ＭＰ１２１Ａが処理段階情報を認識し、処理段階情報に応じた適切な処理を行うことで実現される。

　図２６によると、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐに障害が発生した場合、ＭＰ１２１Ａは、ＳＭ１２３をサーチし、見つかった処理段階情報からパリティ生成前段階を検出したか否かを判定する。

　図２６によると、ＭＰ１２１Ａは、パリティ生成前段階を検出した場合、データＦＭＰＫ１４４Ａ_１、．．．１４４Ａ_３に格納されている新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３を格納するための領域をＣＭ１２４から確保する。次に、ＭＰ１２１Ａは、新ユーザデータ受信コマンドをデータＦＭＰＫ１４４Ａ_１、．．．１４４Ａ_３に送信することにより、データＦＭＰＫ１４４Ａ_１、．．．１４４Ａ_３からＣＭ１２４上の確保領域に新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３を読み出す（２６－１）。

　ＭＰ１２１Ａは、データＦＭＰＫ１４４Ａ_１、．．．１４４Ａ_３から新ユーザデータ受信コマンドの正常終了を受信すると、正常なパリティＦＭＰＫ１４４Ｐ´に新ユーザデータｎＤ_１、．．．ｎＤ_３を書き込むための新ユーザデータ送信コマンドを、その正常なパリティＦＭＰＫ１４４Ｐ´へ送る（２６－２）。この新ユーザデータ送信コマンドでは、旧パリティの論理アドレスと、リード対象新ユーザデータの識別番号とが指定される。

　図２６によると、ＭＰ１２１Ａは、新ユーザデータ送信コマンドの正常終了を受信すると、ステップ（２５－４）（パリティ生成コマンドの送信）以降の処理を行う。これは、図２４に示したメディア書き込み処理（Ｄ）の指示を意味する。このメディア書き込み処理（Ｄ）は、当該ＭＰ１２１Ａが行ってもよいし、他の正常なＭＰ１２１が行ってもよい。

　一方、パリティ生成後段階が検出され、且つ、障害が起きたＦＭＰＫ１４４がパリティＦＭＰＫ１４４Ｐであった場合は、生成した新パリティがＦＭＰＫごと失われているため、パリティ生成前段階から処理が継続（再開）される。

　また、障害が起きたＦＭＰＫがデータＦＭＰＫ１４４Ａであり、且つ、パリティ生成後段階が検出された場合は、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐには新パリティが維持されている。このため、パリティＦＭＰＫ１４４Ｐから新ユーザデータを読み出してデータＦＭＰＫ１４４Ａに新ユーザデータを書き込んだ後にデータ確定処理（Ａ）から処理が継続されてもよいし、パリティ生成前段階から処理が継続されてもよい。これらのメディア書き込み処理（Ｄ）やデータ確定処理（Ａ）は、当該ＭＰ１２１Ａが行ってもよいし、他の正常なＭＰ１２１が行ってもよい。

　パリティ生成前段階もパリティ生成後段階のどちらも検出されなかった場合、ＭＰ１２１Ａは、障害処理を終了する。

　以上の障害処理によって、メディア書き込み処理（Ｄ）やデータ確定処理（Ａ）の途中でデータＦＭＰＫあるいはパリティＦＭＰＫに障害が発生した場合でも、ＭＰ１２１が、正常なＦＭＰＫから新ユーザデータを二重化させ、残りの処理を継続できる。

　以上が、実施例２に係る引継ぎライト処理である。

　以上、幾つかの実施例を説明したが、これらは本発明の説明のための例示であって、本発明の範囲をこれらの実施例にのみ限定する趣旨ではない。本発明は、他の種々の形態でも実施することが可能である。

　１０：ストレージシステム

Claims

　ホストシステムに接続されるストレージシステムであって、
　ＲＡＩＤグループを構成する複数の記憶デバイスと、
　前記ホストシステムと前記ＲＡＩＤグループとに接続され複数のマイクロプロセッサと複数のキャッシュメモリを有するストレージコントローラと
を有し、
　前記複数の記憶デバイスの各々は、追記型の記憶媒体を有し、論理アドレス空間を提供し、
　前記ＲＡＩＤグループは、複数のストライプを提供し、
　前記複数のストライプの各々は、前記複数の記憶デバイスがそれぞれ提供する複数の論理アドレス空間部分である複数のストリップで構成されており、
　前記複数のストライプの各々について、前記複数の記憶デバイスは、２以上のデータ記憶デバイスと、１以上のパリティ記憶デバイスであり、
　前記２以上のデータ記憶デバイスの各々は、ユーザデータの書込み先となるストリップを提供する記憶デバイスであり、
　前記１以上のパリティ記憶デバイスの各々は、パリティの書込み先となるストリップを提供する記憶デバイスであり、
　前記ストレージコントローラは、
　　（Ａ）１以上の新ユーザデータの１以上のライト要求を受信し、
　　（Ｂ）前記１以上の新ユーザデータの各々についてデータの二重化処理を実行し、
　　（Ｃ）前記１以上のライト要求に対応した１以上の応答を前記二重化処理の後に前記ホストシステムに返し、
　　（Ｄ）前記１以上の新ユーザデータに対応したストライプである書込み先ストライプについて、パリティ生成コマンドを、１以上のパリティ記憶デバイスの各々に送信し、
　前記パリティ生成コマンドを受信したパリティ記憶デバイスが、新パリティの生成に必要な新ユーザデータがそのパリティ記憶デバイスにあれば、その受信したパリティ生成コマンドに応答して、その必要な新ユーザデータを用いて新パリティを生成し、
　前記１以上の新ユーザデータの各々は、そのユーザデータの書込み先の論理アドレスについて既に存在するユーザデータである旧ユーザデータがあれば、その旧ユーザデータの更新後のユーザデータであり、一方、その書込み先の論理アドレスについて旧ユーザデータがなければ、その論理アドレスについて新たに書き込まれるユーザデータであり、
　前記新パリティは、そのパリティの書込み先の論理アドレスについて既に存在するパリティである旧パリティがあれば、その旧パリティの更新後のパリティであり、一方、その書込み先の論理アドレスについて旧パリティがなければ、その論理アドレスについて新たに書き込まれるパリティである、
ストレージシステム。
　前記必要な新ユーザデータは、前記書込み先ストライプにおける全ての新ユーザデータである、
請求項１記載のストレージシステム。
　前記書込み先ストライプに対応した前記１以上のパリティ記憶デバイスの各々に対する前記ストレージコントローラからのライトコマンドとして、対象論理アドレスに旧パリティに代えて新パリティが関連付けられるライトコマンドである通常パリティライトコマンドの他に、前記対象論理アドレスに旧パリティに加えて新パリティ及び新ユーザデータが関連付けられるライトコマンドである特殊パリティライトコマンドが定義されており、
　前記書込み先ストライプに対応した前記１以上のパリティ記憶デバイスの各々について、前記全ての新ユーザデータは、前記ストレージコントローラからそのパリティ記憶デバイスへの１以上の特殊パリティライトコマンドに付随してそのパリティ記憶デバイスに格納された新ユーザデータである、
請求項２記載のストレージシステム。
　前記全ての新ユーザデータの各々について、前記二重化処理は、新ユーザデータを前記複数のキャッシュメモリのうちのいずれかとそれとは別のキャッシュメモリとに書き込むことであり、
　前記全ての新ユーザデータは、１つの特殊パリティライトコマンドに付随する、
請求項３記載のストレージシステム。
　前記全ての新ユーザデータの各々について、前記二重化処理は、新ユーザデータを前記複数のキャッシュメモリのうちのいずれかと書込み先のストリップを提供する記憶デバイスとに書き込むことであり、
　前記全ての新ユーザデータの各々が、新ユーザデータの識別番号が指定された特殊パリティライトコマンドに付随する、
請求項３記載のストレージシステム。
　前記複数の記憶デバイスの各々に対する前記ストレージコントローラからのリードコマンドとして、対象論理アドレスに関連付けられているユーザデータ又はパリティのリードコマンドである通常リードコマンドの他に、前記対象論理アドレスに関連付けられている新ユーザデータのリードコマンドである特殊リードコマンドが定義されており、
　前記ストレージコントローラが、
　　前記書込み先ストライプについて、（Ｄ）の前に前記１以上のパリティ記憶デバイスに障害が発生した場合、前記２以上のデータ記憶デバイスのうちの少なくとも１つに特殊リードコマンドを送信する、
請求項５記載のストレージシステム。
　前記ストレージコントローラが、
　　（Ｄ）の後に、前記新パリティの書込み先論理アドレスに対する旧パリティ及び新ユーザデータの関連付けを破棄するコマンドである新パリティ確定コマンドを１以上のパリティ記憶デバイスの各々に送信する、
請求項３記載のストレージシステム。
　前記書込み先ストライプに対応した２以上のデータ記憶デバイスの各々に対する前記ストレージコントローラからのライトコマンドとして、対象論理アドレスに旧ユーザデータに代えて新ユーザデータが関連付けられるライトコマンドである通常データライトコマンドの他に、前記対象論理アドレスに旧ユーザデータに加えて新ユーザデータが関連付けられるライトコマンドである特殊データライトコマンドが定義されており、
　前記ストレージコントローラが、
　　前記全ての新ユーザデータの各々について、その新ユーザデータが付随する前記特殊データライトコマンド、その新ユーザデータの書込み先のデータ記憶デバイスに送信する、
請求項３記載のストレージシステム。
　前記ストレージコントローラが、
　　前記全ての新ユーザデータの各々について、（Ｄ）の後に、その新ユーザデータの書込み先論理アドレスに対する旧ユーザデータの関連付けを破棄するコマンドである新ユーザデータ確定コマンドを、その新ユーザデータの書込み先のデータ記憶デバイスに送信する、
請求項８記載のストレージシステム。
　前記ストレージコントローラは、
　　前記全ての新ユーザデータが前記複数のキャッシュメモリの少なくとも１つに存在するか否かを判定し、
　　その判定の結果が真の場合、（Ｄ）を実行する、
請求項２記載のストレージシステム。
　前記ストレージコントローラは、複数のマイクロプロセッサに共有のメモリである共有メモリを有し、
　第１のマイクロプロセッサが、前記共有メモリに、（Ｄ）の前であるパリティ生成前段階であるか（Ｄ）の後であるパリティ生成後段階であるかを、前記共有メモリに書き込み、
　前記第１のマイクロプロセッサに障害が発生した場合、第２のマイクロプロセッサが、前記共有メモリから、前記書込み先ストライプについてパリティ生成前段階であるかパリティ生成後段階であるかを判定し、その判定の結果に応じて処理を再開し、
　前記第１のマイクロプロセッサは、前記複数のマイクロプロセッサのうちのいずれかのマイクロプロセッサであり、
　前記第２のマイクロプロセサは、前記複数のマイクロプロセッサのうちの前記第１のマイクロプロセッサ以外のいずれかの正常なマイクロプロセッサである、
請求項１記載のストレージシステム。
　前記二重化処理は、前記複数のマイクロプロセッサのうちのいずれかにより実行される、
請求項１記載のストレージシステム。
　前記書込み先ストライプについて、前記複数の記憶デバイスの各々が、
　　前記ストレージコントローラから受信したライトコマンドに付随するユーザデータ又はパリティから保証コードを算出し、
　　その算出された保証コードと、その受信したライトコマンドに付随する保証コードとを比較する、
請求項１記載のストレージシステム。
　前記追記型の記憶媒体は、フラッシュメモリである、
請求項１記載のストレージシステム。
　ホストシステムに接続されるストレージシステムの記憶制御方法であって、
　　　　前記ストレージシステムが、ＲＡＩＤグループを構成する複数の記憶デバイスを有し、
　　　　前記複数の記憶デバイスの各々は、追記型の記憶媒体を有し、論理アドレス空間を提供し、
　　　　前記ＲＡＩＤグループは、複数のストライプを提供し、
　　　　前記複数のストライプの各々は、前記複数の記憶デバイスがそれぞれ提供する複数の論理アドレス空間部分である複数のストリップで構成されており、
　　　　前記複数のストライプの各々について、前記複数の記憶デバイスは、２以上のデータ記憶デバイスと、１以上のパリティ記憶デバイスであり、
　　　　前記２以上のデータ記憶デバイスの各々は、ユーザデータの書込み先となるストリップを提供する記憶デバイスであり、
　　　　前記１以上のパリティ記憶デバイスの各々は、パリティの書込み先となるストリップを提供する記憶デバイスであり、
　前記記憶制御方法は、
　（Ａ）１以上の新ユーザデータの１以上のライト要求を受信し、
　（Ｂ）前記１以上の新ユーザデータの各々についてデータの二重化処理を実行し、
　（Ｃ）前記１以上のライト要求に対応した１以上の応答を前記二重化処理の後に前記ホストシステムに返し、
　（Ｄ）前記１以上の新ユーザデータに対応したストライプである書込み先ストライプについて、パリティ生成コマンドを、１以上のパリティ記憶デバイスの各々に送信し、
　　　　前記パリティ生成コマンドを受信したパリティ記憶デバイスが、新パリティの生成に必要な新ユーザデータがそのパリティ記憶デバイスにあれば、その受信したパリティ生成コマンドに応答して、その必要な新ユーザデータを用いて新パリティを生成し、
　　　　前記１以上の新ユーザデータの各々は、そのユーザデータの書込み先の論理アドレスについて既に存在するユーザデータである旧ユーザデータがあれば、その旧ユーザデータの更新後のユーザデータであり、一方、その書込み先の論理アドレスについて旧ユーザデータがなければ、その論理アドレスについて新たに書き込まれるユーザデータであり、
　　　　前記新パリティは、そのパリティの書込み先の論理アドレスについて既に存在するパリティである旧パリティがあれば、その旧パリティの更新後のパリティであり、一方、その書込み先の論理アドレスについて旧パリティがなければ、その論理アドレスについて新たに書き込まれるパリティである、
記憶制御方法。