JPH07261945A - ディスクアレイ装置およびディスクアレイの区分け方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】ＲＡＩＤレベルやパリティグループの構成ごと
に異なる特性、例えばデータ消失確率や障害時の性能低
下の度合に応じて、分散して障害回復処理を行うディス
クアレイ装置、およびディスクアレイの区分け方法を提
供することを目的とする。 【構成】ディスクアレイを構成するドライブの論理グル
ープに、複数の種類のパリティグループが混在するよう
にする。障害回復処理は、データ消失する確率が高く、
障害時の性能低下が大きいパリティグループから、回復
処理を行う時間を分散して順次行う。 【効果】分散して回復処理を行っても、回復処理を行う
毎にデータ消失確率は低下し、また、障害時の性能低下
も解消していく。これにより、分散して回復処理が可能
となり、回復処理により長時間システムを停止する必要
がない。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、コンピュータシステム
などに適用して好適なディスクファイルシステムに関
し、特に、高性能な入出力動作を可能とするディスクア
レイ装置およびディスクアレイの区分け方法に関する。

【０００２】

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

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

【０００４】公知の文献として、「D.Patterson,G.Gibs
on,and R.H.Kartz;A Case for Redundant Arrays of In
expensive Disks(RAID),in ACM SIGMOD Conference,Chi
cago,IL,(June1988)」がある。この文献においては、デ
ータを二重化するディスクアレイ（レベル１）と、デー
タを分割して並列に処理を行うディスクアレイ（レベル
３）と、データを分散して独立に扱うディスクアレイ
（レベル４、５）について、その性能および信頼性の検
討結果が報告されている。現在この論文に書かれている
方式が、最も一般的なディスクアレイと考えられてい
る。

【０００５】まず、レベル３のディスクアレイについて
簡単に説明する。レベル３のディスクアレイでは、上位
から与えられた１つのデータを分割し、複数のドライブ
に振り分けて格納する。そのデータを読み出す場合は、
複数のドライブから分割されたデータ片を集めて結合
し、上位へ転送する。このため、レベル３では複数ドラ
イブでの並列処理が可能となり、転送速度の向上を図る
ことができる。

【０００６】次に、データを分割せずに個々のデータを
分散して、独立に扱うディスクアレイ（レベル５）につ
いて説明する。レベル４は、レベル５においてディスク
アレイを構成する各ドライブに分散しているパリティ
を、パリティのみを格納する１台のドライブに格納する
ようにしたものである。

【０００７】レベル４、５のディスクアレイでは、個々
のデータを分割せずに独立に扱い、多数の比較的容量の
小さなドライブに分散して格納する。現在、一般に使用
されている汎用大型コンピュータシステムの２次記憶装
置では、１ドライブ当りの容量が大きいため、他の読み
出し／書き込み要求に当該ドライブが使用されて、その
ドライブを使用できずに待たされることが多く発生し
た。このレベル５（または４）のディスクアレイでは、
汎用大型コンピュータシステムの２次記憶装置で使用さ
れている大容量のドライブを、多数の比較的容量の小さ
なドライブで構成し、データを分散して格納してあるた
め、読み出し／書き込み要求が増加してもディスクアレ
イの複数のドライブで分散して処理することが可能とな
り、読み出し／書き込み要求が待たされることが減少す
る。

【０００８】次に、ディスクアレイにおけるパリティに
ついて説明する。ディスクアレイは従来の大容量のドラ
イブを、比較的容量の小さな多数のドライブで構成する
ため、部品点数が増加し障害が発生する確率が高くな
る。このため、ディスクアレイでは、パリティを用意す
る。

【０００９】図５はレベル５（レベル４でも同様）にお
けるパリティの作成方法を示し、図３は従来のディスク
アレイのレベル５におけるこれらのデータおよびパリテ
ィの格納状態を示す。

【００１０】図５に示すように、パリティ（Ｐａｒｉｔ
ｙ）は、データ＃１（Ｄａｔａ＃１）からデータ＃５
（Ｄａｔａ＃５）の各データ間で、対応する各ビット毎
に排他的論理和をとることにより、作成される。このよ
うにして作成されたパリティは、このパリティの作成に
関与したデータが格納されているドライブ以外のドライ
ブに格納される。

【００１１】具体的には、図３に示すように、各々独立
したデータ＃１からデータ＃５は、ドライブ＃１からド
ライブ＃６の何れかのドライブにそれぞれ格納され、こ
れらのデータから作成されたパリティは、それらのデー
タが格納されたドライブ以外のドライブに格納されてい
る。

【００１２】なお、図３はレベル５のディスクアレイを
示しているので、パリティは６台のドライブ＃１〜＃６
に分散されて格納される。レベル４では、１台のドライ
ブにパリティを格納するから、例えば、ドライブ＃６に
まとめてパリティを格納することになる。

【００１３】図３において、ディスクアレイを構成する
ドライブ＃１から＃６を論理グループと呼ぶ。また、論
理グループ内で、パリティを作成するデータの集合（図
５においては、データ＃１〜＃５）とこれらのデータか
ら作成されたパリティとを合わせたデータの集合をパリ
ティグループと呼ぶ。図３では、６台のドライブ＃１〜
＃６により論理グループが構成され、この論理グループ
内の全パリティグループは５個のデータと１個のパリテ
ィで構成されている。

【００１４】論理グループを構成するドライブ＃１から
＃６の任意の１台のドライブに障害が発生した場合、障
害が発生したドライブ内の各データは、正常なドライブ
のデータを用いて復元することができる。すなわち、障
害が発生したドライブ内の各データが所属するパリティ
グループ毎に、正常なドライブ内のデータとパリティと
の排他的論理和をとれば、障害が発生したドライブ内の
各データを復元することができる。

【００１５】一方、特開平５−２５７６１１号には、論
理グループを複数の領域（パーティション）に分け、こ
のように分割した各領域に対し、異なるＲＡＩＤのレベ
ルを設定する方法が開示されている。この方法では、例
えば、論理グループを６台のドライブで構成した場合、
各領域は６台のドライブにまたがるか、または各ドライ
ブ毎に６個の領域に分割する。そして、そのような領域
を用いて論理ユニットを構成することにより、単一のデ
ィスクドライブセット上に複数の論理ユニットを構成す
る。

【００１６】

【発明が解決しようとする課題】従来のディスクアレイ
では以下に示す２つの問題点が生じる。

【００１７】まず、第１の問題点は、可用性に関してで
ある。ディスクアレイでは、ある論理グループ内の任意
の１台のドライブに障害が発生しても、パリティにより
回復することが可能なため、データ消失とはならない。
しかし、１台目の障害ドライブを回復する前に、同一論
理グループにおいて残りの任意のドライブで障害が発生
した場合、パリティによる回復は不可能でありデータ消
失となる。

【００１８】このため、論理グループを構成するドライ
ブ数（パリティグループを構成するデータ数）が多い
と、２台目の障害が発生する確率が高くなり、データ消
失を起こす確率が高くなる。そこで、このようなデータ
消失を避けるため、ドライブに障害が発生した場合、ど
んなに重要な処理を行っていても、その処理を中止し、
なるべく早くデータ回復を行なう必要がある。

【００１９】特願平３−９４７２８号では、パリティグ
ループで２個のパリティを設け、１台のドライブに障害
が発生した場合と２台のドライブに障害が発生した場合
とで、回復処理を行う仕方を変える方法が開示されてい
る。これは、論理グループにおいて、１台目のドライブ
に障害が発生した場合は、もう１台ドライブが壊れても
データ消失にならないため比較的ゆっくり回復処理を行
ない、２台のドライブに障害が発生した場合は、もう１
台のドライブに障害が発生するとデータ消失になるため
早急に回復処理を行なうようにしたものである。

【００２０】この方法では、１台のドライブ障害では早
急な回復を行わなくても済むため、可用性は向上する。
しかし、論理グループを構成する全てのパリティグルー
プに対し一律に２個ずつのパリティを用意しなければな
らないため、パリティのために使用する容量がさらに１
ドライブ分必要となり、コストアップとなる。

【００２１】今後、ディスクアレイの有力な適用先であ
るファイルサーバでは、大規模化が進み、１台のファイ
ルサーバを多数のユーザが使用するようになる。このよ
うな環境では、ファイルサーバに対し、高い可用性が要
求されるため、ドライブに障害が発生しても、すぐに長
時間ディスクアレイを停止してデータ回復を行なうこと
が難しくなる。さらに、ファイルサーバでは、このよう
な可用性に対し払うコストをなるべく低くする必要があ
る。

【００２２】第２の問題点は、障害時の性能低下に関し
てである。先に述べたように、ディスクアレイでは、パ
リティグループにおいて１個のパリティを用意した場
合、論理グループ内の１台のドライブの障害に対して
は、この障害が発生したドライブ内のデータはパリティ
グループ単位で残りの正常なドライブ内のデータおよび
パリティにより回復することが可能である。この機能を
使用し、論理グループ内の任意のドライブに障害が発生
し、この障害が発生したドライブ内のデータに対しＣＰ
Ｕから読み出しまたは書き込み要求が発行された場合、
回復処理の機能を用いることで、受け付けることが可能
である。

【００２３】具体的には、ＣＰＵから障害ドライブのデ
ータの読み出し要求が発行された場合は、当該論理グル
ープ内の正常なドライブの全てのデータとパリティとか
ら障害ドライブ内の当該データを復元し、ＣＰＵへ転送
する。また、ＣＰＵから障害ドライブ内に書き込み要求
が発行された場合は、読み出しと同様に当該パリティグ
ループ内の正常なドライブの全てのデータと書き込みデ
ータとからパリティを作成し、パリティが格納されてい
るドライブに格納することで、パリティの更新を行な
う。

【００２４】このように、回復処理を行なう前に障害が
発生したドライブへ読み出しまたは書き込み要求が発行
されると、論理グループ内の全てのドライブに対し読み
出し要求が発行されるため、大きく性能が低下する。特
に、論理グループを構成するドライブ数（パリティグル
ープを構成するデータ数）が多いほど、発行される読み
出し要求の数が増えるため、性能低下が大きくなる。

【００２５】一方、上述の特開平５−２５７６１１号の
方法によれば、論理グループを構成する複数のドライブ
に異なるＲＡＩＤレベルの複数の論理ユニットを構成す
ることが可能である。

【００２６】しかし、１つの論理グループ中に、例え
ば、５つのデータと１つのパリティとからなるパリティ
グループ、３つのデータと１つのパリティとからなるパ
リティグループ、５つのデータと２つのパリティとから
なるパリティグループなど、種々の構成のパリティグル
ープを混在させることはできないという問題がある。ま
た、障害回復は論理グループを単位として行うので、論
理グループ中に設定した種々のＲＡＩＤレベルの複数の
論理ユニットに対し、各ＲＡＩＤレベルの特性（データ
消失確率、障害時の性能）に応じた障害回復処理を行う
ことなども示されていない。

【００２７】本発明の目的は、ディスクアレイの改良に
ある。また、本発明の目的は、１つの論理グループ中に
種々の構成のパリティグループを混在させることのでき
るディスクアレイ装置およびディスクアレイの区分け方
法を提供することにある。さらに、本発明の目的は、Ｒ
ＡＩＤレベルやパリティグループの構成ごとに異なる特
性、例えばデータ消失確率や障害時の性能低下の度合に
応じて、分散して障害回復処理を行うディスクアレイ装
置およびディスクアレイの区分け方法を提供することに
ある。

【００２８】

【課題を解決するための手段】本発明は、論理グループ
を構成する複数台のドライブを含むディスク装置と、該
ディスク装置を管理する制御装置とを備えたディスクア
レイ装置において、ｉ（ｉはｉ≧１の整数）個のデータ
と該データから作成したｊ（ｊはｊ≧１の整数）個のエ
ラー訂正用データとから構成される第１のパリティグル
ープを格納するための領域と、上記第１のパリティグル
ープとは異なる構成の第２のパリティグループを格納す
るための領域とが、前記論理グループ中に混在している
ことを特徴とする。上記パリティグループは、二重化の
パリティグループ（ｉ＝ｊ＝１）も含む。

【００２９】また、本発明は、論理グループを構成する
ｎ台のドライブを含むディスク装置と、該ディスク装置
を管理する制御装置とを備えたディスクアレイ装置にお
いて、前記論理グループ内の各ドライブをパーティショ
ンで区切り、ｎ台以下のｍ台の任意のドライブの任意の
パーティションを任意の数選択し、該選択したパーティ
ションによりパーティショングループを設定し、前記論
理グループは、互いにｍが異なる複数のパーティション
グループにより構成されることを特徴とする。

【００３０】さらに、上位装置からのデ−タの入出力要
求に対する、当該デ−タを格納してある、または格納す
るディスク装置と、該ディスク装置を管理する制御装置
とからなるディスクアレイ装置において、前記ディスク
装置を多数のドライブにより構成し、これらのドライブ
を２台以上のｎ台のドライブの論理グループにグループ
分けし、各論理グループ内の各ドライブをパーティショ
ンで区切るとともに、ｎ台以下のｍ台の任意のドライブ
の任意のパーティションを任意の数選択し、該選択した
パーティションによりパーティショングループを設定
し、前記論理グループは、互いにｍが異なる複数のパー
ティショングループにより構成されることを特徴とす
る。

【００３１】

【作用】以上のように、本発明では、論理グループを構
成する各パリティグループ間でパリティグループレベル
を可変とし、論理グループをいくつかのパリティグルー
プレベルで構成する。すなわち、論理グループ内には、
複数の種類のパリティグループが混在することができ
る。各パリティグループは、信頼性および性能に対し特
徴がある。そこで、パリティグループの構成により、２
台目のドライブに障害が発生することによりデータ消失
する確率が異なり、パリティグループレベルとして分類
する。このことは、障害時における性能低下においても
同様なことがいえる。

【００３２】そこで、１台目のドライブに障害が発生し
た場合、例えば、パリティグループレベルの低い（２台
目の障害が発生した場合にデータ消失となる確率の高
い）パリティグループから順次回復処理を行なうという
ようにする。

【００３３】このように論理ボリュームを構成する各パ
リティグループ間でパリティグループレベルを可変と
し、論理グループをいくつかのパリティグループレベル
で構成し、パリティグループレベルの低い順に順次回復
処理を行なうことにより、信頼性を確保し、効率良く回
復処理を行なうことが可能となり、しかも、障害時の性
能低下を抑えることが可能となる。

【００３４】

【実施例】以下、図面を用いて、本発明の実施例を説明
する。

【００３５】［実施例１］図１は、本発明の第１の実施
例に係るディスクアレイ装置の全体構成を示す。

【００３６】本実施例のディスクアレイは、大まかに
は、ＲＡＩＤのレベル５の制御を行うディスクアレイコ
ントローラ（以下、ＡＤＣと呼ぶ）２、および論理グル
ープ１０から構成される。ＣＰＵ１は、ディスクアレイ
に読み出し命令や書き込み命令を発行する上位装置であ
る。

【００３７】論理グループ１０は、ｍ台のドライブ１２
と、各々のドライブ１２とＡＤＣ２とを接続するドライ
ブユニットパス１１−１，１１−２により、構成され
る。なお、このドライブ１２の数は、本発明の効果を得
るには、特に制限は無い。

【００３８】論理グループ１０内で、パリティを作成す
るデータの集合とこれらのデータから作成されたパリテ
ィとを合わせた集合が、パリティグループである。従
来、この論理グループ１０がドライブ障害の回復単位で
あった。本実施例では、この論理グループ１０中に異な
る構成のパリティグループが混在し、それらパリティグ
ループごとの特性に応じた障害回復を行うようにしてい
る。これについては、後に詳しく説明する。

【００３９】次に、図１を参照して、ＡＤＣ２の内部構
造について説明する。

【００４０】ＡＤＣ２は、大まかには、チャネルパスデ
ィレクタ３と、チャネルパス８−１，８−２と、キャッ
シュメモリ１６と、ドライブパス９−１，９−２とから
なる。また、パスは大きく２つのクラスタ７−１，７−
２に分けられている。

【００４１】チャネルパス８−１，８−２は、チャネル
パスディレクタ３とキャッシュメモリ１６との間のパス
である。キャッシュメモリ１６は、バッテリバックアッ
プ等により不揮発化された半導体メモリである。ドライ
ブパス９−１，９−２は、キャッシュメモリ１６とドラ
イブ１２との間のパスである。それぞれのチャネルパス
８−１，８−２とドライブパス９−１，９−２とは、キ
ャッシュメモリ１６を介して接続されている。

【００４２】キャッシュメモリ１６には、データとアド
レステーブルが格納され、パリティの作成時にはワーク
エリアにもなる。このキャッシュメモリ１６およびその
中のアドレステーブルは、ＡＤＣ２内の全てのクラスタ
７において共有で使用される。アドレステーブルの詳細
は、図４を参照して後に説明する。

【００４３】この、アドレステーブルは、システムの電
源をオンしたときに、チャネルパス８内のマイクロプロ
セッサ（ＭＰ）２０により、論理グループ１０内のある
特定の１台またはそれ以上のドライブ１２から、キャッ
シュメモリ１６に、ＣＰＵ１の関知無しに自動的に読み
込まれる。一方、電源をオフするときは、ＭＰ２０によ
り、キャッシュメモリ１６内のアドレステーブルを、読
み込んできたドライブ１２内の所定の場所に、ＣＰＵ１
の関知無しに自動的に格納する。

【００４４】ＣＰＵ１より発行されたコマンドは、外部
インターフェースパス４を通ってＡＤＣ２のチャネルパ
スディレクタ３に入力する。ＣＰＵ１からコマンドが発
行された場合、まずＡＤＣ２内のチャネルパスディレク
タ３により、そのコマンドの受付が可能かどうか判断す
る。

【００４５】具体的には、図１に示すように、ＣＰＵ１
からＡＤＣ２に送られてきたコマンドは、まずインター
フェースアダプタ（以下、ＩＦ Ａｄｐと呼ぶ）５によ
り取り込まれる。次に、ＭＰ２０は、外部インターフェ
ースパス４の中で使用可能なパスがあるか否かを調べ
る。使用可能な外部インターフェースパス４がある場
合、ＭＰ２０は、チャネルパススイッチ６を切り換えて
コマンドの受付け処理を行なう。コマンドを受け付ける
ことができない場合は、受付不可の応答をＣＰＵ１へ送
る。

【００４６】このようにしてコマンドの受付が可能にな
った後に、後で説明するような読み出し処理または書き
込み処理（新規または更新）を開始する。具体的な読み
出しまたは書き込み処理を説明する前に、まず、初期設
定におけるパリティグループレベルの設定法とアドレス
変換法について説明する。

【００４７】（パリティグループレベルの設定法）

【００４８】図２は、本実施例における論理グループ１
０内のデータ配置図である。本実施例では、この図に示
すように、ＳＤ＃１からＳＤ＃６の６台のドライブ１２
により論理グループ１０を構成する。

【００４９】図２において、論理グループ１０内には、
５個のデータと１個のパリティ（５Ｄ＋１Ｐとする）で
レベル５を構成するパリティグループと、３個のデータ
と１個のパリティ（３Ｄ＋１Ｐ）でレベル５を構成する
パリティグループと、二重化によるパリティグループと
の、３種類のパリティグループが混在している。これら
の３種類のパリティグループに対し、５Ｄ＋１Ｐ，３Ｄ
＋１Ｐ，二重化の順に、信頼性は向上し、また障害時の
性能低下はこの順に小さくなる。そこで、このようにパ
リティグループによる信頼性、性能の良い順に、パリテ
ィグループレベルが高いとして分類する。

【００５０】ユーザは、所望の使用環境を得るために、
初期設定の段階で、論理グループ１０内に、どのレベル
のパリティグループをどれだけ用意するかを予め設定す
る。この設定は、ユーザが、ＡＤＣ２に対し指示する。
この指示は、ＡＤＣ２では、ＭＰ２０が受け取る。その
指示に応じて、ＭＰ２０は、キャッシュメモリ１６内に
アドレステーブルを作成する。

【００５１】図４は、キャッシュメモリ１６内に作成さ
れるアドレステーブルの構造を示す。ここでは、図２の
ように５Ｄ＋１Ｐ，３Ｄ＋１Ｐ，二重化の３種類のパリ
ティグループを設けた場合のアドレステーブルを示して
いる。アドレステーブルは、図４の（ａ）（ｂ）（ｃ）
に示すように、パリティグループレベルに対応して作成
される。

【００５２】各パリティグループレベル２１に対応した
アドレステーブルは、データ名２２、キャッシュアドレ
ス２３、データドライブ番号（ＤＤｒｉｖｅ Ｎｏ．）
２４、障害フラグ２５、パリティドライブ番号（ＰＤｒ
ｉｖｅ Ｎｏ．）２６、およびＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７
の各フィールドで構成される。

【００５３】データ名２２には、ＣＰＵ１が指定する論
理アドレスが登録される。データ名２２が登録されてい
ない部分が空き領域を示すことになる。キャッシュアド
レス２３には、このデータ名２２に対応するデータがキ
ャッシュメモリ１６内に存在する場合は、キャッシュメ
モリ１６内のアドレスが登録される。逆に、キャッシュ
アドレス２３が登録されていない（空欄）場合は、この
データ名２２のデータがキャッシュメモリ１６内に存在
していないことを示す。

【００５４】データドライブ番号（ＤＤｒｉｖｅ Ｎ
ｏ．）２４には、このデータ名２２のデータが格納され
ているドライブ１２の番号が登録してある。障害フラグ
２５は、このデータが格納されているドライブ１２に障
害が発生している場合に、オン（１）となる。当該ドラ
イブが正常であれば、障害フラグ２５はオフ（０）であ
る。パリティドライブ番号（ＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．）２
６には、パリティグループ内において、データ名２２の
データが関与しているパリティの格納されているドライ
ブ１２の番号が登録されている。

【００５５】ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７には、データ名２
２のデータおよびこれが関与したパリティが格納されて
いるドライブ１２内の物理的なアドレスが登録されてい
る。このＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７が示す物理的なアドレ
スは、図１７に示すように、当該データが格納されてい
るトラックが所属するシリンダの位置と、そのシリンダ
内において当該データが格納されているトラックを決定
するヘッドアドレスと、そのトラック内のレコードの位
置で表される。

【００５６】具体的には、要求データが格納されている
当該ドライブ１２の番号がデータドライブ番号（ＤＤｒ
ｉｖｅ Ｎｏ．）２４に登録されており、当該ドライブ
１２内のシリンダ番号であるシリンダアドレスと、シリ
ンダにおいてトラックを選択するヘッドの番号であるヘ
ッドアドレスと、トラック内の当該レコードの位置を示
すレコードアドレスとが、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７に登
録されている。

【００５７】本実施例では、論理グループ１０を構成す
る各ドライブ１２において、パリティグループを構成す
るデータと、これらのデータから作成されたパリティと
は、同一のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７の位置に格納され
る。

【００５８】具体的には、例えば図４（ａ）において、
データ名２２がＤａｔａ＃１からＤａｔａ＃５のデータ
に対してはＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７がＤＡＤＲ１である
が、これは、ドライブＳＤ＃１に格納されているＤａｔ
ａ＃１と、ドライブＳＤ＃２に格納されているＤａｔａ
＃２と、ドライブＳＤ＃３に格納されているＤａｔａ＃
３と、ドライブＳＤ＃４に格納されているＤａｔａ＃４
と、ドライブＳＤ＃５に格納されているＤａｔａ＃５
と、ドライブＳＤ＃６に格納されているパリティとが、
それぞれのドライブのアドレスＤＡＤＲ１の位置に格納
されているということを示している。これらのデータの
集合が、パリティグループを構成する。

【００５９】なお、本実施例では、パリティグループを
構成するデータおよびパリティを同一のＳＣＳＩ内Ａｄ
ｄｒ２７に格納するようにしたが、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ
２７がドライブごとに異なっていてもよい。その場合
は、ドライブ番号２４，２６に、ドライブ番号に加えて
各ドライブ内のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒを格納するようにす
ればよい。

【００６０】本実施例では、パリティグループの設定は
シリンダ単位とする。図１７に示すように、ドライブ１
２のディスクには同心円上にトラックが設定されてい
る。このトラック上にデータは記録される。各ディスク
に対応した読み書きヘッドは全て１個のアクチュエータ
に取り付けられており、このアクチュエータの移動にと
もない全ての読み書きヘッドは一様に移動する。アクチ
ュエータの一回の移動で位置付けられる各ディスク上の
トラックの集合をシリンダと言う。

【００６１】各パリティグループレベルに対し、パリテ
ィグループを設定する場合は、図１８に示すように、こ
のシリンダの集合単位で設定する。図１８では、外周側
のシリンダの集合（斜線部分）にパリティグループレベ
ルが５Ｄ＋１Ｐのパリティグループを設定し、内周側の
シリンダの集合（黒く塗り潰した部分）にパリティグル
ープレベルが３Ｄ＋１Ｐおよび二重化のパリティグルー
プを混在して設定している。

【００６２】ユーザは、初期設定する際に、各パリティ
グループレベルに割り当てる領域（シリンダの集合）に
対応したＤＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２４とＰＤｒｉｖｅ Ｎ
ｏ．２６とそれらのＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７とを、図４
のアドレステーブル上に確保する。

【００６３】なお、本実施例では、このようにシリンダ
単位でパリティグループの設定をおこなったが、トラッ
ク単位、レコード単位で設定しても本発明の効果が得ら
れることは明らかであり、設定する単位の制約は無い。

【００６４】また、本実施例ではパリティグループレベ
ルを５Ｄ＋１Ｐ、３Ｄ＋１Ｐ、および二重化の３通りと
したが、この設定は使用環境等により自由に設定するこ
とが可能である。例えば、より高信頼なパリティグルー
プが必要であれば４Ｄ＋２Ｐのパリティグループレベル
を設定したり、２Ｄ＋１Ｐのようなパリティグループレ
ベルを設定することも可能である。４Ｄ＋２Ｐのよう
に、２つのパリティを設ける場合は、図４のパリティド
ライブ番号（ＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．）２６のフィールド
を２つ設ければよい。

【００６５】また、論理グループ１０を構成するパリテ
ィグループにおけるパリティグループレベルの割合の設
定も使用環境等により自由に設定することが可能であ
る。例えば、図２において、５Ｄ＋１Ｐのパリティグル
ープレベルのパリティグループの数（割当て量）を減ら
し、３Ｄ＋１Ｐと二重化のパリティグループの割当て量
を増やしたり、代わりに４Ｄ＋２Ｐのパリティグループ
を設定したりすることも可能である。

【００６６】以上のように、本発明では、初期設定の際
にディスクアレイの使用される環境を考慮して、ディス
クアレイの論理グループ１０を構成するパリティグルー
プのパリティグループレベルの種類や、構成内容、さら
には、割合を自由に設定することが可能である。

【００６７】（アドレス変換法）

【００６８】次に、図４のアドレステーブルを用いたア
ドレスの変換法について説明する。

【００６９】図１のＣＰＵ１は、論理アドレスとしてデ
ータ名２２を指定して、書き込み命令や読み出し命令を
発行する。これに応じて、ＡＤＣ２のＭＰ２０は、指定
された論理アドレスで図４のアドレステーブルを参照す
ることにより、そのデータが実際に格納されているドラ
イブ番号２４、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７、およびキャッ
シュアドレス２３を決定する。

【００７０】例えば、ＣＰＵ１からＤａｔａ＃２に対す
る要求が発行された場合、図４のアドレステーブルか
ら、当該データの位置は、ドライブＳＤ＃２のＳＣＳＩ
内Ａｄｄｒ２７がＤＡＤＲ１の位置であることが分か
る。このようにして、論理アドレスとしてのデータ名
が、物理的なアドレスへ変換される。

【００７１】また、このときアドレステーブルにおいて
Ｄａｔａ＃２のキャッシュアドレス２３にＣＡＤＲ１が
登録されているため、このデータはキャッシュメモリ１
６内のＣＡＤＲ１に存在することが分かる。もし、キャ
ッシュアドレス２３に登録されていない場合は、当該デ
ータはキャッシュメモリ１６内には存在しないことにな
る。さらに、このＤａｔａ＃２が関与したパリティにつ
いては、図４のアドレステーブルから、パリティドライ
ブ番号（ＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ）２６がＳＤ＃６であるド
ライブ１２の、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７がＤＡＤＲ１の
位置に、格納されていることがわかる。

【００７２】このようにして、ＭＰ２０は、ＣＰＵ１か
ら指定された論理アドレス２２を実際に読み出し／書き
込みを行うドライブ１２の物理的なアドレスに変換した
後、その物理アドレスに、読み出しまたは書き込み要求
を発行する。

【００７３】次に、このようなアドレス変換を行い、具
体的にデータを読み出しまたは書き込む際の処理法につ
いて説明する。

【００７４】（新規書き込み処理）

【００７５】まず、新規にデータを書き込む方法につい
て、図１を用いて説明する。また、新規にデータを書き
込む際のＭＰ２０の処理フローを図６に示す。

【００７６】まず図１を参照して説明する。ＣＰＵ１か
らのコマンドを受け取ると、ＡＤＣ２のＭＰ２０は、そ
のコマンドを処理可能かどうか調べ、可能な場合は処理
可能だという応答をＣＰＵ１へ返す。ＣＰＵ１より発行
されたコマンドは、ＩＦ Ａｄｐ５を介してＡＤＣ２に
取り込まれ、ＭＰ２０により読み出し要求か書き込み要
求か解読される。書き込み要求の場合は、以下のように
処理する。

【００７７】ＣＰＵ１では処理可能だという応答を受け
取った後に、ＡＤＣ２へ書き込みデータを転送する。こ
のとき、ＡＤＣ２では、ＭＰ２０の指示により、チャネ
ルパスディレクタ３のチャネルパススイッチ６が当該外
部インターフェースパス４とＩＦ Ａｄｐ５を当該チャ
ネルパス８と接続し、ＣＰＵ１とＡＤＣ２との間の接続
を確立する。ＣＰＵ１とＡＤＣ２との間の接続を確立し
た後、ＣＰＵ１からのデータ転送を受け付ける。

【００７８】ＣＰＵ１からは、論理アドレス（データ
名）と書き込みデータが転送される。チャネルインター
フェース回路（ＣＨ ＩＦ）１３は、ＭＰ２０の指示に
より、ＣＰＵ１から転送されたこれらのデータに対しプ
ロトコル変換を施す。これにより、ＣＰＵ１からのデー
タは、外部インターフェースパス４での転送速度からＡ
ＤＣ２内での処理速度に速度調整される。具体的には、
ＣＰＵ１とＡＤＣ２との間のチャネルインターフェース
を光のインターフェースにした場合、ＣＨ ＩＦ１３
は、光のインターフェースのプロトコルをＡＤＣ２内の
電気処理でのプロトコルに変換する。

【００７９】ＣＨ ＩＦ１３におけるプロトコル変換お
よび速度制御の完了後、データは、データ制御回路（Ｄ
ＣＣ）１４によるデータ転送制御を受け、キャッシュア
ダプタ回路（Ｃ Ａｄｐ）１５に転送され、Ｃ Ａｄｐ
１５によりキャッシュメモリ１６内に格納される。

【００８０】Ｃ Ａｄｐ１５は、ＭＰ２０の指示に応じ
て、キャッシュメモリ１６に対するデータの読み出しお
よび書き込みを行う回路であり、キャッシュメモリ１６
の状態の監視、各読み出し、および書き込み要求に対
し、排他制御を行う回路である。

【００８１】図６のフローチャートを参照して、ＭＰ２
０による処理の手順をさらに詳しく説明する。ＭＰ２０
が書き込み要求のコマンドを認識し、しかも、書き込む
データが初めて書き込まれる新規データと認識すると
（ステップ３０）、ＭＰ２０は論理アドレスとしてＣＰ
Ｕ１から送られてきたデータ名をアドレステーブルへ登
録する処理を開始する。

【００８２】まず、ＭＰ２０は、パリティグループレベ
ルを認識する（ステップ３１）。すなわち、上位からパ
リティグループレベルの指定がある場合は、当該パリテ
ィグループレベルの領域に格納するように、用いるべき
アドレステーブルを決定する。ここでは、書き込み要求
のコマンドが与えられる際、データを書き込むパリティ
グループレベルがＣＰＵ１から指定されるものとする。

【００８３】具体的には、５Ｄ＋１Ｐのパリティグルー
プレベルの領域に格納するようにＣＰＵ１から指示され
た場合は図４（ａ）のアドレステーブルとし、３Ｄ＋１
Ｐでは図４（ｂ）のアドレステーブルとし、二重化の場
合は図４（ｃ）のアドレステーブルとする。

【００８４】このようにアドレステーブルを決定した
後、ＭＰ２０は、当該アドレステーブルにおいてデータ
名が登録されていない空き領域を探す（ステップ３
２）。本実施例では、図４のアドレステーブルにおいて
データ名２２が登録されていない場合、その項に登録さ
れているＤＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２４のドライブ１２内の
ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７の領域は、データが格納されて
いない空き領域である。

【００８５】この空き領域には、初期設定の段階からデ
ータが書き込まれていない場合と、以前はデータが書き
込まれていたがこのデータが不要となり削除した場合と
がある。データの削除は、ＭＰ２０により、図４のアド
レステーブルにおいて当該データ名２２を削除すること
により行われる。また、このときのパリティは、このよ
うにデータが格納されていない領域の全てのビットが０
のデータと見なして作成され、アドレステーブルで指定
されているＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２６のドライブ１２
の、データと同じＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７の位置に、格
納される。

【００８６】次に、新規書き込みデータをキャッシュメ
モリ１６に格納する（ステップ３３）。キャッシュメモ
リ１６に格納するまでのデータの流れは、図１を参照し
て上述した。そして、ステップ３２で探し出したアドレ
ステーブルの空き領域の項へデータ名２２を登録し、さ
らにキャッシュアドレス２３に新規書き込みデータを格
納したキャッシュメモリ１６内のアドレスを登録するこ
とにより、新規書き込みデータの登録を行う（ステップ
３４）。

【００８７】次に、ＭＰ２０は、新規書き込みデータを
用いてパリティを更新し、論理グループ１０内のドライ
ブ１２へ、新規書き込みデータと新パリティを格納する
処理を開始する。以下、更新前のパリティを旧パリテ
ィ、更新されたパリティを新パリティと、それぞれ呼ぶ
こととする。

【００８８】まず、ＭＰ２０は、いまアドレステーブル
に登録した新規データに対応するＤＤｒｉｖｅ Ｎｏ.
２９およびＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ.３４と、それらのドラ
イブ内の物理的なアドレスであるＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２
７とを認識する（ステップ３５）。そして、ＤＤｒｉｖ
ｅ Ｎｏ.２９のドライブに対して、キャッシュメモリ
１６に格納されている新規データの書き込みを指示する
（ステップ３６）。

【００８９】また、ＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ.３４のドライ
ブに対して、パリティの更新を指示する。すなわち、Ｐ
Ｄｒｉｖｅ Ｎｏ.３４のドライブから旧パリティを読
み出し（ステップ３７）、旧パリティと新規書き込みデ
ータとから新パリティを作成し（ステップ３８）、当該
新パリティをＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ.３４のドライブに書
き込む（ステップ３９）。

【００９０】図２および図４の例を用いて、ステップ３
５以降の処理を具体的に説明する。

【００９１】図２および図４において、ＭＰ２０は、Ｄ
Ｄｒｉｖｅ Ｎｏ．２４がＳＤ＃２のドライブ１２のＳ
ＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７がＤＡＤＲ１の位置に、新規にＤ
ａｔａ＃２を書き込むと、認識したとする。また、ＭＰ
２０は、図４のアドレステーブルから、この新規書き込
みデータに対応するパリティの格納位置（ＰＤｒｉｖｅ
Ｎｏ．２６がＳＤ＃６のドライブ１２のＳＣＳＩ内Ａ
ｄｄｒ２７がＤＡＤＲ１の位置）を認識する。

【００９２】このように新規に書き込むデータとこのデ
ータを書き込んだ後に関与するパリティの論理グループ
１０内の物理アドレスを認識した後、ＭＰ２０は、ドラ
イブＳＤ＃２に対し新規に書き込むデータの書き込み処
理を開始し、またドライブＳＤ＃６に対しパリティの更
新処理を開始する。

【００９３】図１を参照して、パリティの更新処理につ
いて説明する。

【００９４】パリティの更新処理では、まずＭＰ２０
が、ドライブインターフェース（Ｄｒｉｖｅ ＩＦ）１
８に対し、当該ドライブ１２へ旧パリティの読み出し要
求を発行するように指示する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ１８で
は、ＳＣＳＩの読み出し処理手順に従って、読み出しコ
マンドをドライブユニットパス１１を介して発行する。

【００９５】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ１８から読み出しコマン
ドを発行された当該ドライブ１２においては、指示され
たＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７へシーク、回転待ちのアクセ
ス処理を行なう。当該ドライブ１２におけるアクセス処
理が完了した後、当該ドライブ１２は、当該旧パリティ
を読み出し、ドライブユニットパス１１を介してＤｒｉ
ｖｅ ＩＦ１８へ転送する。

【００９６】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ１８では、転送されてき
た当該旧パリティをドライブ１２側のキャッシュアダプ
タ回路（Ｃ Ａｄｐ）１７に転送する。Ｃ Ａｄｐ１７
は、キャッシュメモリ１６に当該旧パリティを格納す
る。このとき、Ｃ Ａｄｐ１７は、ＭＰ２０に対し、キ
ャッシュメモリ１６に当該旧パリティを格納したことを
報告する。

【００９７】このように、当該旧パリティをキャッシュ
メモリ１６に読み出した後、ＭＰ２０は、パリティ生成
回路（ＰＧ）１９に対し、新パリティの作成を指示す
る。ＰＧ１９は、キャッシュメモリ１６内に格納されて
いる新規書き込みデータと当該旧パリティとで排他的論
理和の計算を行ない更新後の新パリティを作成する。作
成した新パリティは、キャッシュメモリ１６へ格納され
る。

【００９８】新パリティのキャッシュメモリ１６への格
納完了後、ＭＰ２０は、新規書き込みデータ（この例で
は、Ｄａｔａ＃２）をドライブＳＤ＃２に、新パリティ
をドライブＳＤ＃６に、それぞれ書き込む制御を行う。
それぞれのドライブにおける格納位置は、ＳＣＳＩ内Ａ
ｄｄｒ２７に示されるＤＡＤＲ１である。

【００９９】次に、新規書き込みデータや新パリティの
ドライブ１２への書き込み処理について説明する。

【０１００】まず、ＭＰ２０が、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ１８
に対し、当該ドライブ１２へ書き込み要求（新規書き込
みデータや新パリティの書き込み）を発行するように指
示する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ１８では、ＳＣＳＩの書き込
み処理手順に従って、当該ドライブ１２に対し書き込み
コマンドをドライブユニットパス１１を介して発行す
る。

【０１０１】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ１８から書き込みコマン
ドを発行された当該ドライブ１２においては、指示され
たＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７へシーク、回転待ちのアクセ
ス処理を行なう。当該ドライブ１２におけるアクセス処
理が完了した後、キャッシュアダプタ回路(Ｃ Ａｄｐ)
１７は、キャッシュメモリ１６から新規書き込みデータ
または新パリティを読み出し、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ１８へ
転送する。

【０１０２】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ１８では、転送されてき
た新規書き込みデータまたは新パリティをドライブユニ
ットパス１１を介して当該ドライブ１２に転送し、当該
ドライブ１２の当該アドレスに新規書き込みデータまた
は新パリティを書き込む。このとき、Ｃ Ａｄｐ１７
は、ＭＰ２０に対し、当該ドライブ１２に新規書き込み
データまたは新パリティを格納したことを報告する。

【０１０３】（書き込み処理）

【０１０４】次に、すでにドライブ１２内に書き込まれ
ているデータを新しいデータに書き換える更新の場合に
ついて説明する。図７は、更新の書き込み処理の手順を
示すフローチャートである。

【０１０５】データの更新要求が発生する（ステップ４
０）と、ＭＰ２０は、ＣＰＵ１が指定した論理アドレス
（データ名）からアドレステーブルを参照し、データお
よびパリティが格納されているドライブ１２のＤＤｒｉ
ｖｅ Ｎｏ．２４とＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２６、それら
のドライブ１２内の物理的なアドレスであるＳＣＳＩ内
Ａｄｄｒ２７、キャッシュアドレス２３、および障害フ
ラグ２５を認識する（ステップ４１）。

【０１０６】例えば、図２および図４の例で、ＣＰＵ１
からドライブＳＤ＃２のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７がＤＡ
ＤＲ１のＤａｔａ＃２に対し、更新する書き込み要求が
発行されたとする。このとき、まずＭＰ２０は、アドレ
ステーブルにより更新されるデータ（旧データ）のＤＤ
ｒｉｖｅ Ｎｏ．２４、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７、キャ
ッシュアドレス２３、および更新されるパリティ（旧パ
リティ）のＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２６を認識する。

【０１０７】次に、当該データの格納されている当該ド
ライブ１２に対するアドレステーブル内の障害フラグ２
５がオフ（０）か否か判別する。障害フラグ２５がオン
（１）なら、障害時の更新処理（図８）に進む。障害フ
ラグ２５がオフ（０）なら、ＭＰ２０は、このドライブ
１２は正常と認識し、以下のように処理する。

【０１０８】更新する新データは、新規データの書き込
みのときの新規書き込みデータと同様に、ＣＰＵ１から
キャッシュメモリ１６に格納される（ステップ４３）。
そして、ＭＰ２０は、アドレステーブルの当該キャッシ
ュアドレス２３に、書き込む新データを格納したキャッ
シュメモリ１６内のアドレスを登録する（ステップ４
４）。

【０１０９】旧データがキャッシュメモリ１６にない場
合は、旧データと旧パリティを読み出しキャッシュメモ
リ１６に格納する（ステップ４８，４５）。旧データが
キャッシュメモリ１６にある場合は、ステップ４８はス
キップして、旧パリティのみドライブ１２から読み出し
キャッシュメモリ１６に格納する（ステップ４５）。こ
のときの旧データおよび旧パリティをドライブ１２から
読み出しキャッシュメモリ１６に格納する方法は、先に
説明した新規書き込み時のパリティ更新処理における旧
パリティのドライブ１２からキャッシュメモリ１６への
読み出し方法と同じである。

【０１１０】データを格納するＤＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２
４のドライブでは、旧データの読み出しの後、新データ
を当該ドライブのＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７の位置に書き
込む（ステップ４９）。パリティについては、このよう
に読み出した旧データ、旧パリティと書き込む新データ
とで、先に説明した新規書き込み時のパリティ更新処理
と同様に排他的論理和の計算を行ない、更新後の新パリ
ティを作成し、キャッシュメモリ１６に格納する（ステ
ップ４６）。そして、作成した新パリティを、ＰＤｒｉ
ｖｅ Ｎｏ．２６のドライブのＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７
の位置に書き込む（ステップ４７）。

【０１１１】新データおよび新パリティの書き込みは、
先に説明した新規書き込み時と同様にして行う。

【０１１２】（障害ドライブ１２への書き込み処理）

【０１１３】次に、すでにドライブ１２内に書き込まれ
ているデータを新しいデータに書き換える更新の際に、
更新される旧データが格納されているドライブ１２に障
害が発生している場合の処理方法について説明する。図
８は、そのような障害時の更新処理の手順を示すフロー
チャートである。

【０１１４】図８の処理が開始される前に、ＭＰ２０
は、すでに図７のステップ４１で、ＣＰＵ１が指定した
論理アドレス（データ名）からアドレステーブルを参照
し、データおよびパリティが格納されているドライブ１
２のＤＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２４とＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．
２６、それらのドライブ１２内の物理的なアドレスであ
るＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７、キャッシュアドレス２３、
および障害フラグ２５を認識している。ステップ４２
で、当該データの格納されている当該ドライブ１２に対
するアドレステーブル内の障害フラグ２５がオン（１）
なら、ＭＰ２０は、このドライブ１２は異常と認識し、
図８の処理を開始する。

【０１１５】例えば、図２および図４の例で、ＣＰＵ１
からドライブＳＤ＃１のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７がＤＡ
ＤＲ１のＤａｔａ＃１に対し、更新する書き込み要求が
発行されたとする。このとき、まずＭＰ２０は、アドレ
ステーブルにより更新されるデータ（旧データ）のＤＤ
ｒｉｖｅ Ｎｏ．２４、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７、キャ
ッシュアドレス２３、および更新されるパリティ（旧パ
リティ）のＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２６を認識する。この
とき、アドレステーブルにおいて、旧データＤａｔａ＃
１の格納されているドライブＳＤ＃１の障害フラグ２５
がオン（１）となっているため、ＭＰ２０は、ドライブ
ＳＤ＃１に障害が発生していると認識し、図８のフロー
チャートに示す障害時の書き込み処理を開始する。

【０１１６】図８において、まず更新する新データは、
新規データの書き込みのときの新規書き込みデータと同
様に、ＣＰＵ１からキャッシュメモリ１６に格納される
（ステップ５０）。次に、ＭＰ２０は、アドレステーブ
ルの当該キャッシュアドレス２３に、キャッシュメモリ
１６内の書き込む新データを格納したアドレスを登録す
る（ステップ５１）。

【０１１７】次に、ＭＰ２０は、パリティグループ内で
旧データの回復処理に関する全データおよびパリティの
アドレスを、アドレステーブルにより認識する（ステッ
プ５２）。そして、ＭＰ２０は、それぞれのドライブ１
２に対し、これらのデータおよびパリティを読み出し、
キャッシュメモリ１６に格納する（ステップ５３）。こ
のとき、これらのデータおよびパリティの中で、アドレ
ステーブルにおいてキャッシュアドレス２３にアドレス
が登録されているものは、もうすでにキャッシュメモリ
１６に存在しているとして、ＭＰ２０はドライブ１２か
らの読み出し処理は行わない。

【０１１８】なお、これらのデータおよびパリティをド
ライブ１２から読み出しキャッシュメモリ１６に格納す
る方法は、正常時の書き込み処理と同様に、先に説明し
た新規書き込み時のパリティ更新処理における旧パリテ
ィのドライブ１２からキャッシュメモリ１６への読み出
し方法と同じである。

【０１１９】このようにして読み出した全データおよび
旧パリティと書き込む新データとで、正常時の書き込み
処理と同様に先に説明した新規書き込み時のパリティ更
新処理のように、排他的論理和計算を行ない、更新後の
新パリティを作成しキャッシュメモリ１６に格納する
（ステップ５４）。このようにパリティの更新が完了し
たら、先に説明した新規書き込み時のパリティ更新処理
と同様な方法で、新パリティのみを当該ドライブ１２
（ＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２６のドライブ）の当該ＳＣＳ
Ｉ内Ａｄｄｒ２７の位置に格納することで、パリティの
更新のみを行う（ステップ５５）。

【０１２０】（読み出し処理）

【０１２１】次に、すでにドライブ１２内に書き込まれ
ているデータを読み出す場合について説明する。図９
は、このようなデータの読み出し処理の手順を示すフロ
ーチャートである。

【０１２２】データの読み出し要求が発生する（ステッ
プ５６）と、ＭＰ２０は、ＣＰＵ１が指定した論理アド
レス（データ名）からアドレステーブルを参照し、読み
出したいデータが格納されているドライブ１２のＤｒｉ
ｖｅ Ｎｏ．２４、そのドライブ１２内のＳＣＳＩ内Ａ
ｄｄｒ２７、および障害フラグ２５を認識する（ステッ
プ５７）。そして、当該データの格納されている当該ド
ライブ１２に対するアドレステーブル内の障害フラグ２
５がオフ（０）か否か判別する（ステップ５８）。障害
フラグ２５がオン（１）なら、障害時の読み出し処理
（図１０）に進む。障害フラグ２５がオフ（０）なら、
ＭＰ２０は、このドライブ１２は正常と認識し、以下の
ように処理する。

【０１２３】まず、ＭＰ２０は、アドレステーブルの当
該データ名に対するキャッシュアドレス２３を調べ（ス
テップ５９）、キャッシュメモリ１６内に読み出したい
データが存在するかどうか判定する（ステップ６０）。
キャッシュアドレス２３のフィールドにアドレスが登録
されており、キャッシュメモリ１６内に読み出したいデ
ータが格納されている場合（キャッシュヒット）は、Ｍ
Ｐ２０が、キャッシュメモリ１６から当該データを読み
出す制御を開始する（ステップ６１）。キャッシュメモ
リ１６内に無い場合（キャッシュミス）は、当該ドライ
ブ１２に対し、その内部の当該データを読み出す制御を
開始する（ステップ６２以降）。

【０１２４】キャッシュヒット時、ＭＰ２０は、アドレ
ステーブルによりＣＰＵ１から指定してきた論理アドレ
ス（データ名）を、当該データが格納されているキャッ
シュメモリ１６内のキャッシュアドレス２３に変換し、
キャッシュメモリ１６へ当該データを読み出しに行く
（ステップ６１）。具体的には、ＭＰ２０の指示の元
で、キャッシュアダプタ回路（Ｃ Ａｄｐ）１５により
キャッシュメモリ１６から当該データは読み出される。

【０１２５】Ｃ Ａｄｐ１５により読み出されたデータ
は、データ制御回路（ＤＣＣ）１４の制御により、チャ
ネルインターフェース回路（ＣＨ ＩＦ）１３に転送さ
れる。ＣＨ ＩＦ１３では、この読み出しデータに対
し、ＣＰＵ１におけるチャネルインターフェースのプロ
トコルに変換する処理を施し、チャネルインターフェー
スに対応する速度に速度調整する。ＣＨ ＩＦ１３にお
けるプロトコル変換および速度調整後は、チャネルパス
ディレクタ３において、チャネルパススイッチ６が外部
インターフェースパス４を選択し、ＩＦ Ａｄｐ５によ
りＣＰＵ１へデータ転送を行なう。

【０１２６】一方、ステップ６０の判別において、キャ
ッシュミスの場合、ＭＰ２０は、キャッシュヒット時と
同様に、アドレステーブルにより、ＣＰＵ１が指定した
論理アドレス（データ名）に対応するＤＤｒｉｖｅ Ｎ
ｏ．２４、そのドライブ内の物理的なアドレスであるＳ
ＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７、および障害フラグ２５を認識す
る（ステップ６２）。

【０１２７】次に、ＭＰ２０は、その物理アドレスに対
し、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ１８に、当該ドライブ１２への読
み出し要求を発行するように指示する（ステップ６
３）。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ１８では、ＳＣＳＩの読み出し
処理手順に従って、読み出しコマンドをドライブユニッ
トパス１１を介して発行する。

【０１２８】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ１８から読み出しコマン
ドを発行された当該ドライブ１２においては、指示され
たＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７へシーク、回転待ちのアクセ
ス処理を行なう。当該ドライブ１２におけるアクセス処
理が完了した後、当該ドライブ１２は、当該データを読
み出し、ドライブユニットパス１１を介してＤｒｉｖｅ
ＩＦ１８へ転送する。

【０１２９】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ１８では、転送されてき
た当該データをドライブ１２側のキャッシュアダプタ回
路（Ｃ Ａｄｐ）１７に転送し、Ｃ Ａｄｐ１７では、
キャッシュメモリ１６にデータを格納する（ステップ６
３）。このとき、Ｃ Ａｄｐ１７は、ＭＰ２０に対し、
キャッシュメモリ１６にデータを格納したことをＭＰ２
０に報告する。ＭＰ２０は、この報告を元に、アドレス
テーブルのＣＰＵ１が読み出し要求を発行した論理アド
レス（データ名）のキャッシュアドレス２３に、データ
を格納したキャッシュメモリ１６内のアドレスを登録す
る（ステップ６５）。以降は、キャッシュヒット時と同
様な手順で、ＣＰＵ１へ当該データを転送する（ステッ
プ６４）。

【０１３０】（障害ドライブ１２からの読み出し処理）

【０１３１】次に、障害ドライブ１２内に書き込まれて
いるデータを読み出す場合について説明する。図１０
は、障害ドライブからの読み出し処理の手順を示すフロ
ーチャートである。

【０１３２】図１０の処理が開始される前に、ＭＰ２０
は、すでに図９のステップ５７で、ＣＰＵ１が指定した
論理アドレス（データ名）からアドレステーブルを参照
し、読み出したいデータが格納されているドライブ１２
のＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２４、そのドライブ１２内のＳＣ
ＳＩ内Ａｄｄｒ２７、および障害フラグ２５を認識して
いる。また、ステップ５８で、当該データの格納されて
いる当該ドライブ１２に対するアドレステーブル内の障
害フラグ２５を判別する。障害フラグ２５がオン（１）
なら、ＭＰ２０は、このドライブ１２は異常と認識し、
図１０の処理を開始する。

【０１３３】まず、ＭＰ２０は、アドレステーブルの当
該データ名に対するキャッシュアドレス２３を調べ（ス
テップ６６）、キャッシュメモリ１６内に読み出したい
データが存在するかどうか判定する（ステップ６７）。
キャッシュアドレス２３のフィールドにアドレスが登録
されており、キャッシュメモリ１６内に読み出したいデ
ータが格納されている場合（キャッシュヒット）は、Ｍ
Ｐ２０が、キャッシュメモリ１６から当該データを読み
出しＣＰＵ１へ当該データを転送する（ステップ６
８）。キャッシュメモリ１６内に無い場合（キャッシュ
ミス）は、当該ドライブ１２に対し、その内部の当該デ
ータを読み出す制御を開始する（ステップ６９以降）。

【０１３４】キャッシュミスの場合、ＭＰ２０は、アド
レステーブルにより、パリティグループ内で旧データの
回復処理に関与する全データおよびパリティが格納され
ているドライブ１２のＤＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２４および
ＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２６、そのドライブ内の物理的な
アドレスであるＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７、並びに障害フ
ラグ２５を認識する（ステップ６９）。

【０１３５】次に、ＭＰ２０は、それぞれのドライブ１
２に対し、これらのデータおよびパリティを読み出し、
キャッシュメモリ１６に格納する（ステップ７０）。こ
のとき、これらのデータおよびパリティの中で、アドレ
ステーブルにおいてキャッシュアドレス２３にアドレス
が登録されているものは、もうすでにキャッシュメモリ
１６に存在しているとして、ＭＰ２０は、ドライブ１２
からの読み出し処理は行わない。

【０１３６】なお、これらのデータおよびパリティをド
ライブ１２から読み出しキャッシュメモリ１６に格納す
る方法は、先に説明した新規書き込み時のパリティ更新
処理における旧パリティのドライブ１２からキャッシュ
メモリ１６への読み出し方法と同じである。

【０１３７】次に、ＭＰ２０は、ＰＧ１９に対し、デー
タの復元を指示する。ＰＧ１９は、ステップ７０で読み
出したデータおよびパリティを用いて排他的論理和計算
を行ない、障害ドライブ１２内に格納されている当該デ
ータを復元し、キャッシュメモリ１６に格納する（ステ
ップ７１）。このとき、Ｃ Ａｄｐ１７は、ＭＰ２０に
対し、キャッシュメモリ１６にデータを格納することを
報告する。ＭＰ２０は、アドレステーブルのＣＰＵ１が
読み出し要求を発行した論理アドレス（データ名）のキ
ャッシュアドレス２３に、データを格納したキャッシュ
メモリ１６内のアドレスを登録する（ステップ７２）。
以降は、キャッシュヒット時と同様な手順で、ＣＰＵ１
へ当該データを転送する（ステップ７１）。

【０１３８】（障害回復処理）

【０１３９】次に、ドライブ１２に障害が発生した場合
の、障害ドライブ１２内のデータを回復する手順につい
て説明する。図１１は、そのような障害回復の手順を示
すフローチャートである。

【０１４０】まず、ＭＰ２０は、論理グループ１０内の
任意のドライブ１２に障害が発生したことを認識する
（ステップ７３）と、障害が発生したドライブ１２に関
するアドレステーブル上の全ての項に対し、障害フラグ
２５をオン（１）とする。例えば、ドライブＳＤ＃１に
障害が発生したときは、ＭＰ２０により、図４のアドレ
ステーブルに示すように、ドライブＳＤ＃１に関する項
の全ての障害フラグ２５がオン（１）とされる。その
後、ステップ７５以降の処理に進む。

【０１４１】ステップ７５以降の処理の説明の前に、本
実施例の障害回復方式について例を用いて説明する。

【０１４２】図２および図４に示す例では、論理グルー
プ１０を構成するドライブ１２内には、５個のデータと
１個のパリティ（５Ｄ＋１Ｐ）、３個のデータと１個の
パリティ（３Ｄ＋１Ｐ）、および二重化の３種類のパリ
ティグループレベルのパリティグループが存在する。Ｄ
ＡＤＲ１，２，３はパリティグループレベルが５Ｄ＋１
Ｐのパリティグループで、ＤＡＤＲ４，５，６はパリテ
ィグループレベルが３Ｄ＋１Ｐと二重化ののパリティグ
ループが混在している。

【０１４３】この３種類のパリティグループレベルで
は、５Ｄ＋１Ｐ、３Ｄ＋１Ｐ、二重化の順に信頼性は高
く、障害時の性能も高い。

【０１４４】具体的には、ＤＡＤＲ１，２，３の５Ｄ＋
１Ｐのパリティグループでは、１台目のドライブ１２に
障害が発生し、回復処理前にさらに論理グループ１０内
の任意のドライブ１２に障害が発生すると、データ消失
となる。一方、ＤＡＤＲ４，５，６の３Ｄ＋１Ｐのパリ
ティグループでは、１台目のドライブ１２に障害が発生
し、論理グループ１０で回復処理前にさらにもう１台の
ドライブ１２に障害が発生しても、パリティグループを
構成しているデータが格納されているドライブ１２でな
ければデータ消失とはならない。さらに、二重化のパリ
ティグループに関しては、二重化のペアのドライブ１２
でなければデータ消失とはならない。

【０１４５】このように、パリティグループの構成によ
り、２台目のドライブ１２に障害が発生することにより
データ消失する確率が異なる。逆にいえば、そのような
確率が異なるパリティグループは、異なるパリティグル
ープレベルとして分類している。

【０１４６】また、このパリティグループレベルによる
分類は、以下に示すように、障害時における性能低下に
おいても適用できる。例えば、先の障害時における書き
込み、読み出し処理で説明したように、障害が発生した
ドライブ１２に対し書き込みまたは読み出し要求が発生
した場合、５Ｄ＋１Ｐでは５台のドライブ１２に対し読
み出し要求を発行しなければならない。しかし、３Ｄ＋
１Ｐでは３台のドライブ１２に対する読み出し要求です
み、二重化に対しては１台のみである。このように、障
害が発生したドライブ１２に対する読み出し要求または
書き込み要求が発生した場合、回復処理において読み出
し要求を発行しなければならないドライブ１２の数が５
Ｄ＋１Ｐ、３Ｄ＋１Ｐ、二重化の順に少ないため、この
順に障害時の性能は高い。

【０１４７】そこで、本実施例では、１台目のドライブ
１２に障害が発生し、この障害が発生したドライブ１２
内のデータを復元する回復処理を行う場合、パリティグ
ループレベルの低い（２台目の障害が発生した場合にデ
ータ消失となる確率（データ消失確率）の高い）パリテ
ィグループから、図１１および図１２に示すように、順
次回復処理を行なうようにしている。

【０１４８】現在、ドライブ１２の容量の増加に伴いデ
ィスクアレイの有力な適用先の一つであるファイルサー
バの大規模化が進み、多くのユーザが使用するようにな
ってきた。このため、ファイルサーバのディスクに障害
が発生し、障害回復のために長時間停止すると、多くの
ユーザの業務を停止することになり、大きな被害を生じ
る。このため、多くのユーザが使用している時間帯では
なく、なるべくファイルシステムを使用するユーザが少
ないときに停止して回復処理を行いたい。

【０１４９】本発明では、高い信頼性を確保するととも
に障害時の性能低下を最小限に抑さえ、回復処理を集中
してではなく、時間を分散して行う。そこで、具体的な
回復方法を以下に示す。

【０１５０】図２および図４において、ドライブＳＤ＃
１に障害が発生したとする。ドライブＳＤ＃１には、Ｓ
ＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７がＤＡＤＲ１の位置にＤａｔａ＃
１が、ＤＡＤＲ２にＤａｔａ＃６が、ＤＡＤＲ３にＤａ
ｔａ＃１１が、ＤＡＤＲ４にＤａｔａ＃１６が、ＤＡＤ
Ｒ５にＤａｔａ＃２０が、ＤＡＤＲ６にパリティが、そ
れぞれ格納されている。Ｄａｔａ＃１，Ｄａｔａ＃６，
Ｄａｔａ＃１１は５Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベル
のパリティグループに所属し、Ｄａｔａ＃１６は二重化
のパリティグループレベルのパリティグループに所属
し、Ｄａｔａ＃２０，パリティは３Ｄ＋１Ｐのパリティ
グループレベルのパリティグループに所属している。

【０１５１】そこで、ＭＰ２０は、まずデータ消失確率
が高く障害時の性能が低い５Ｄ＋１Ｐのパリティグルー
プレベルのパリティグループに所属するデータの回復を
考える。回復とは、具体的には、この障害が発生したド
ライブＳＤ＃１を正常なドライブ１２に交換したり（例
えば、ドライブの交換を促すメッセージを出力しユーザ
にドライブを交換させる）、ドライブ１２の障害に備え
予備のドライブ１２を予め用意してある場合は、この予
備のドライブ１２に切り換えるなどの処理である。

【０１５２】図１１に戻って、上述したような回復処理
の手順を説明する。

【０１５３】まず、ＭＰ２０は、上位のＣＰＵ１から、
回復処理を行おうとしている障害ドライブ１２が所属す
る論理グループ１０へ発行される読み出しおよび書き込
み要求数（ＩＯ数）を調べる（ステップ７５）。そし
て、そのＩＯ数が、あらかじめ設定してある設定値以下
か否かを判別する（ステップ７６）。

【０１５４】ＩＯ数が、その設定値を越えている場合
に、障害が発生したドライブ１２への読み出しまたは書
き込み要求が発生したら、上述の障害ドライブへの読み
出し処理または書き込み処理で説明したように、パリテ
ィを用いて上位からの読み出しまたは書き込み要求に答
える（ステップ７７）。一方、ＩＯ数が設定値以下にな
ったら、５Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベルのパリテ
ィグループに所属するデータの回復処理を行い障害フラ
グをオフにする（ステップ７８）。回復処理は、障害ド
ライブ１２への読み出しで行ったように個々のデータを
復元する。

【０１５５】個々のデータの復元について、具体的に説
明する。まず、ＭＰ２０は、Ｄａｔａ＃１の復元を行
う。ＭＰ２０は、アドレステーブルにより、Ｄａｔａ＃
２，３，４，５とこれらのデータから作成されたパリテ
ィが格納されているＤＤｒｉｖｅ Ｎｏ．２４とＰＤｒ
ｉｖｅ Ｎｏ．２６、それらのドライブ１２内の物理的
なアドレスであるＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７、および障害
フラグ２５を認識する。

【０１５６】次に、ＭＰ２０は、それぞれのドライブ１
２に対し、これらのデータおよびパリティを読み出し、
キャッシュメモリ１６に格納する。このとき、これらの
データおよびパリティの中で、図４のアドレステーブル
ではＤａｔａ＃２，４，５に対してキャッシュアドレス
２３にアドレスが登録されているため、これらのデータ
はもうすでにキャッシュメモリ１６に存在している。そ
の場合は、ＭＰ２０はドライブ１２からの読み出し処理
は行わない。

【０１５７】なお、これらのデータおよびパリティをド
ライブ１２から読み出しキャッシュメモリ１６に格納す
る方法は、先に説明したドライブ１２からキャッシュメ
モリ１６への読み出し方法と同じである。

【０１５８】ＭＰ２０は、ＰＧ１９に対し、データの復
元とキャッシュメモリ１６への格納を指示する。ＰＧ１
９は、上述したように読み出したデータおよびパリティ
で排他的論理和計算を行ない、障害ドライブ１２内に格
納されているＤａｔａ＃１を復元し、キャッシュメモリ
１６に格納する。このとき、Ｃ Ａｄｐ１７は、ＭＰ２
０に対して、キャッシュメモリ１６にデータを格納する
ことを報告する。

【０１５９】ＭＰ２０は、この報告を元に、アドレステ
ーブルのＤａｔａ＃１のキャッシュアドレス２３に、キ
ャッシュメモリ１６内のデータ格納アドレスを登録し、
その障害フラグ２５をオフ（０）とする。このように復
元したデータを、例えば交換した正常なドライブ１２に
格納する。Ｄａｔａ＃６，１１についても同様に復元
し、交換した正常なドライブ１２に格納する。

【０１６０】このように、５Ｄ＋１Ｐのパリティグルー
プレベルのパリティグループに所属するデータを復元
し、回復した後は、データ消失確率は低下し、障害時の
性能は向上する。

【０１６１】５Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベルの回
復が完了したら、ＭＰ２０は、再び上位のＣＰＵ１か
ら、障害ドライブ１２（実際は、すでにステップ７８で
正常なドライブへの交換あるいは予備ドライブへの交換
が行われているが、この時点では復元されているのは５
Ｄ＋１Ｐのみであり、他のパリティグループレベルは復
元されていないので、便宜上、障害ドライブと呼ぶもの
とする）が所属する論理グループ１０へ発行される読み
出しおよび書き込み要求数（ＩＯ数）を調べ、そのＩＯ
数があらかじめ設定してある設定値以下か否かを判別す
る（ステップ７９）。

【０１６２】ＩＯ数が、その設定値を越えている場合
に、障害ドライブ１２の３Ｄ＋１Ｐまたは二重化のパリ
ティグループへの読み出しまたは書き込み要求が発生し
たら、上述の障害ドライブへの読み出し処理または書き
込み処理で説明したように、パリティを用いて上位から
の読み出しまたは書き込み要求に答える（ステップ８
０）。一方、ＩＯ数が設定値以下になったら、３Ｄ＋１
Ｐのパリティグループレベルのパリティグループに所属
するデータの回復処理を行い障害フラグをオフにする
（ステップ８１）。回復処理方法は、５Ｄ＋１Ｐのパリ
ティグループレベルと同様である。

【０１６３】このように、３Ｄ＋１Ｐのパリティグルー
プレベルのパリティグループに所属するデータを復元
し、回復した後は、データ消失確率はさらに低下し、障
害時の性能はさらに向上する。

【０１６４】３Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベルの回
復が完了したら、ＭＰ２０は、再び上位のＣＰＵ１か
ら、障害ドライブ１２が所属する論理グループ１０へ発
行される読み出しおよび書き込み要求数（ＩＯ数）を調
べ、そのＩＯ数があらかじめ設定してある設定値以下か
否かを判別する（ステップ８２）。

【０１６５】ＩＯ数が、その設定値を越えている場合
に、障害ドライブ１２の二重化のパリティグループへの
読み出しまたは書き込み要求が発生したら、上述の障害
ドライブへの読み出し処理または書き込み処理で説明し
たように、二重化の障害ドライブでない方のドライブを
用いて上位からの読み出しまたは書き込み要求に答える
（ステップ８３）。一方、ＩＯ数が設定値以下になった
ら、二重化のパリティグループレベルのパリティグルー
プに所属するデータの回復処理を行い障害フラグをオフ
にする（ステップ８４）。

【０１６６】回復処理方法は、例えば、ドライブＳＤ＃
１に格納されているＤａｔａ＃１６の二重化データが格
納されているドライブＳＤ＃２からＤａｔａ＃１６をキ
ャッシュメモリ１６に読み出して、キュシュメモリ１６
からドライブＳＤ＃１のＤＡＤＲ４にこのデータを書き
込むことにより行う。ドライブＳＤ＃２からＤａｔａ＃
１６をキャッシュメモリ１６に読み出すのは、先に述べ
た正常時の読み出し処理における、キャッシュミスの時
と同じである。また、キャッシュメモリ１６からドライ
ブＳＤ＃１にＤａｔａ＃１６を書き込むのは、先に述べ
た正常時の書き込み処理と同じである。

【０１６７】図１２（ａ）は、従来方法の障害回復処理
と本実施例の障害回復処理とで、データ消失確率がどの
ように変化するかを示したものである。本実施例では、
ＩＯ状況が設定値以下の場合に、５Ｄ＋１Ｐの回復、３
Ｄ＋１Ｐの回復、および二重化の回復に、分散して回復
処理を行っている。

【０１６８】５Ｄ＋１Ｐの回復を行う前の状態では、５
Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベルについては、この時
点で障害を起こしているドライブ以外のどのドライブが
障害を起こしたとしても、１００％データ消失する。５
Ｄ＋１Ｐの回復を行った後では、３Ｄ＋１Ｐのパリティ
グループレベルについては、障害ドライブ以外の５台の
ドライブのうち３Ｄ＋１Ｐに関与する２台の何れかが障
害を起こさない限りデータ消失はしないから、データ消
失確率は４０％といえる。

【０１６９】さらに、３Ｄ＋１Ｐの回復を行った後で
は、二重化のパリティグループレベルについては、障害
ドライブ以外の５台のドライブのうち二重化に関与する
正常な１台が障害を起こさない限りデータ消失はしない
から、データ消失確率は２０％といえる。二重化の回復
を行った後は、回復処理がすべて完了し、データ消失確
率は０％となる。

【０１７０】これに対し、従来は、例えば６台のドライ
ブのすべてを用いて５Ｄ＋１Ｐのパリティグループを設
定するので、障害ドライブ以外の５台のうちどの１台が
障害を起こしてもデータは消失し、したがって障害ドラ
イブの全体を回復するまではデータ消失確率は１００％
である。

【０１７１】図１２（ｂ）は、従来方法の障害回復処理
と本実施例の障害回復処理とで、性能がどのように変化
するかを示したものである。本実施例では、５Ｄ＋１Ｐ
の回復、３Ｄ＋１Ｐの回復、および二重化の回復を行う
ごとに、性能が徐々に回復する。これに対し、従来方法
では、回復がすべて完了するまで、性能は低下したまま
である。

【０１７２】なお、本実施例では、図２に示すような論
理グループ１０内のデータ配置で説明してきたが、論理
グループ１０内のデータ配置は、ユーザの初期設定の際
に自由に設定可能なため、制約はない。また、レベル５
において、パリティグループレベルを４Ｄ＋２Ｐのよう
にパリティグループ内のパリティ数を増加させ、さらに
信頼性（データ消失確率）を向上させたパリティグルー
プの設定も可能である。

【０１７３】また、本実施例では、信頼性（データ消失
確率）と障害時の性能の観点から、データ消失確率が高
く、障害時の性能低下が大きいパリティグループレベル
の順（５Ｄ＋１Ｐ、３Ｄ＋１Ｐ、および二重化の順）に
回復処理を時間を分散して行った。

【０１７４】この方法の変形例として以下のような方法
もある。まず、データの重要性が高いほど、消失確率が
低いパリティグループレベル（消失確率は、二重化、３
Ｄ＋１Ｐ、５Ｄ＋１Ｐの順に高くなる）に格納する。ま
た、回復処理は、データの消失確率が低いパリティグル
ープレベルの順（二重化、３Ｄ＋１Ｐ、５Ｄ＋１Ｐの
順）に行う。このように信頼性のみを重視した回復処理
を行うことにより、非常に重要なデータに対するデータ
消失確率を大きく減少させることが可能となる。

【０１７５】さらに、以下のようにしてもよい。まず、
頻繁にＣＰＵ１から読み出しまたは書き込み要求が発行
されるデータは、障害時の性能低下が小さくデータ消失
確率の小さい二重化のパリティグループに格納する。ま
た逆に、それ程、読み出しまたは書き込み要求が発行さ
れることがないデータは、障害時の性能低下が大きく、
しかもデータ消失確率の高い５Ｄ＋１Ｐのパリティグル
ープに格納する。また、ドライブ１２に障害が発生した
場合、データ消失確率の高いパリティグループから回復
処理を行うようにする。これにより、障害により性能低
下している期間を最小にすることが可能となる。

【０１７６】以上のように、本発明では、ユーザの使用
環境により、回復処理方法を自由に設定することも可能
である。さらに、回復処理を行う時間、および回復処理
の開始を判定する際の上位からの読み出し書き込み要求
の状況に対する設定値も、自由に設定することが可能で
ある。回復処理方法の設定は、ＭＰ２０に対し初期設定
の段階で指示する。

【０１７７】さらに、以下に示すように、本発明はバッ
クアップにも利用することが可能である。ドライブ１２
に書き込まれているデータが重要な場合、ドライブ１２
内のデータをＭＴあるいは光ディスク等に格納すること
でバックアップを取る。このようにバックアップを取っ
ておけば、ディスクアレイ内のドライブ１２に障害が発
生し、データ消失しても、このバックアップデータから
消失したデータを回復することが可能である。

【０１７８】本発明を適用することにより、パリティグ
ループレベルの特性により、このバックアップ処理を行
う時間を分散することができる。具体的には、消失確率
は二重化、３Ｄ＋１Ｐ、５Ｄ＋１Ｐのパリティグループ
の順に高くなる。そこで、消失確率の高いパリティグル
ープほど頻繁にバックアップを取るようにする。これに
より、データ消失確率の高い危険なデータのみのバック
アップですむため、バックアップ時間を短縮することが
可能となり、また、バックアップを行う時間をパリティ
グループレベルの特性により分散することが可能とな
る。

【０１７９】また、障害回復と同様に、データの重要性
が高いほど、データ消失確率が低いパリティグループレ
ベル（消失確率は、二重化、３Ｄ＋１Ｐ、５Ｄ＋１Ｐの
順に高くなる）に格納し、バックアップはデータの消失
確率が低いパリティグループレベルの順（二重化、３Ｄ
＋１Ｐ、５Ｄ＋１Ｐの順）に行う信頼性のみを重視した
バックアップも可能なことは明らかである。

【０１８０】このバックアップは、障害回復処理と同様
に、ユーザが予め設定した値以下になったらバックアッ
プ処理を開始するようにすることも可能である。バック
アップは、システムからバックアップを促すメッセージ
を出力してユーザに行わせるようにしたり、自動的にパ
ックアップを取るようにしてもよい。

【０１８１】従来では１台のドライブ１２内のデータの
総てに対しバックアップを取らなければならなかったた
め、バックアップの時間が非常に長くかかり、バックア
ップ中は通常の読み出しおよび書き込み処理を中止しな
けばならない。ファイルサーバのように多数のユーザが
使用するシステムにおいて、長時間連続してサービスを
中止することは、障害回復と同様に大きな問題となる。
本発明をバックアップに適用することにより、バックア
ップを行う時間をパリティグループレベルの特性により
分散することが可能となるので、本発明はファイルサー
バなどに用いて好適である。

【０１８２】［実施例２］次に、第２の実施例として、
ＲＡＩＤのレベル３において本発明を適用した例を示
す。本実施例のディスクアレイの構成や処理の手順など
は、上記第１の実施例と同様であるので、以下では第１
の実施例と異なる点を説明する。

【０１８３】図１３は、本実施例での論理グループ１０
内のパリティグループの配置の一例を示す。論理グルー
プ１０において、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７がＤＡＤＲ
１，２，３は５Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベルのパ
リティグループで、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７がＤＡＤＲ
４，５，６は２Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベルのパ
リティグループである。

【０１８４】本実施例では、データ消失確率は、５Ｄ＋
１Ｐの方が２Ｄ＋１Ｐより高い。また、レベル３では、
５Ｄ＋１Ｐおよび２Ｄ＋１Ｐ共、障害時と正常時では性
能は変わらない。

【０１８５】５Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベルのパ
リティグループについて、ＤＡＤＲ１のＤａｔａ＃１を
例に説明する。５Ｄ＋１Ｐのパリティグループは、上位
から転送されてきた１個のデータであるＤａｔａ＃１を
５個のサブデータ（Ｄａｔａ＃１−１，Ｄａｔａ＃１−
２，Ｄａｔａ＃１−３，Ｄａｔａ＃１−４，Ｄａｔａ＃
１−５）に分割し、このそれぞれのサブデータをＳＤ＃
１，２，３，４，５の５台のドライブ１２にパラレルに
書き込む。このとき、これらのサブデータから実施例１
と同様に図５に示すようにパリティを作成し、データの
書き込みと同時にドライブＳＤ＃６に書き込む。

【０１８６】また、２Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベ
ルのパリティグループは、上位から転送されてきた１個
のデータを２個のサブデータに分割し、このそれぞれの
サブデータを２台のドライブ１２にパラレルに書き込
む。このとき、これらのサブデータからパリティを作成
し、データの書き込みと同時に書き込む。

【０１８７】本実施例において、上記のようにパリティ
グループレベルを設定する方法は、実施例１と同様に、
図１４に示すようなアドレステーブルに対しユーザが初
期設定において行う。また、アドレス変換も実施例１と
同様に図１４に示すアドレステーブルを用いて行う。

【０１８８】本実施例で用いる図１４のアドレステーブ
ルは、ほぼ図４のアドレステーブルと同じであるが、本
実施例はＲＡＩＤレベル３であるから、サブデータ名の
フィールド２８が加えられている。

【０１８９】本実施例では、データを新規または更新に
より書き込む場合にパリティを更新する処理が実施例１
とは異なる。実施例１では、レベル５のパリティ更新処
理を行うが、本実施例ではレベル３のパリティ更新処理
を行う。レベル３のパリティ更新処理では、レベル５の
ように旧データおよび旧パリティの読み出しは必要では
なく、書き込むデータから図５に示すようなパリティの
作成が可能である。それ以外においては、実施例１で示
した手順により、図１４に示すアドレステーブルに従い
書き込み処理を行う。

【０１９０】一方、障害時の書き込みにおいては、実施
例１に示したレベル５では、パリティの更新のみを行っ
たが、本実施例のレベル３ではパリティグループにおい
て、障害が発生しているドライブ以外の正常なドライブ
に対してサブデータおよびパリティを正常時と同様にパ
ラレルに書き込む。

【０１９１】また、障害時の読み出し処理では、実施例
１のレベル５と同様に、パリティグループにおいて、障
害が発生しているドライブ以外の正常なドライブからサ
ブデータおよびパリティを読み出し、これらから障害ド
ライブに格納されているサブデータを復元する。レベル
３では、このようにして復元したサブデータと正常なド
ライブから読み出したサブデータとを結合して、ＣＰＵ
１へ転送する。

【０１９２】論理グループ１０を構成する任意のドライ
ブ１２に障害が発生した場合の障害回復処理は、実施例
１と同様に図５に示すように、障害が発生したドライブ
１２内に格納されているサブデータを、残りの正常なド
ライブ１２に格納されているデータとパリティから復元
し、交換した正常なドライブ１２または予備のドライブ
１２に格納することで回復処理を行う。回復処理方法
は、実施例１と同様に、パリティグループレベルの低い
（２台目の障害が発生した場合にデータ消失となる確率
（データ消失確率）の高い）パリティグループから順次
回復処理を行なう。

【０１９３】これにより、信頼性と障害時の性能を最小
限に抑さえ、回復処理を集中せずに、時間を分散して行
うことが可能となる。

【０１９４】また、本実施例の変形例として、実施例１
の変形例と同様に、データの重要性が高いほど、消失確
率が低いパリティグループレベルに格納し、回復処理は
データの消失確率が低いパリティグループレベルの順に
行うようにしてもよい。このように信頼性のみを重視し
た回復処理を行うことにより、非常に重要なデータに対
するデータ消失確率を大きく減少させることが可能とな
る。

【０１９５】以上述べたように、本実施例と実施例１で
は、論理グループ１０を構成するパリティグループが、
レベル５かレベル３の違いでのみで、実施例１と同様の
効果がある。このことから、本実施例の構成において、
ＲＡＩＤのレベル５を適用することも当然可能である。

【０１９６】［実施例３］上記第１の実施例ではレベル
５を基に論理グループを構成するパリティグループにお
いて、パリティグループレベルを自由に設定する方法を
示した。また、上記第２の実施例では、レベル３を基に
論理グループを構成するパリティグループにおいて、パ
リティグループレベルを自由に設定する方法を示した。
このようにすることにより、信頼性と障害時の性能を最
小限に抑さえ、回復処理の時間を分散して行うことが可
能となった。

【０１９７】そこで、本実施例では、論理グループを構
成するパリティグループにおいて、異なるＲＡＩＤのレ
ベルを設定する例を説明する。ユーザは、初期設定の段
階で、アドレステーブル上でパリティグループレベルを
設定する際に、異なるＲＡＩＤのレベルを設定すること
ができる。以下、実施例１と異なる点を示す。

【０１９８】図１５は、本実施例での論理グループ１０
内のパリティグループの配置の一例を示す。論理グルー
プ１０において、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７がＤＡＤＲ１
はＲＡＩＤのレベル３において５Ｄ＋１Ｐのパリティグ
ループレベルのパリティグループで、ＳＣＳＩ内Ａｄｄ
ｒ２７がＤＡＤＲ２，３はＲＡＩＤのレベル５において
５Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベルのパリティグルー
プで、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７がＤＡＤＲ４はＲＡＩＤ
のレベル３において３Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベ
ルのパリティグループと二重化のパリティグループが混
在しており、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ２７がＤＡＤＲ５，６
はＲＡＩＤのレベル５において３Ｄ＋１Ｐのパリティグ
ループレベルのパリティグループと二重化のパリティグ
ループが混在している。

【０１９９】図１６は、この時のアドレステーブルを示
す。アドレステーブルは、ほぼ図４と同様であるが、本
実施例では異なるＲＡＩＤのレベルが混在するので、Ｒ
ＡＩＤレベルのフィールド２９が設けられている。ま
た、ＲＡＩＤレベル３の場合に用いるためのサブデータ
名のフィールド２８が設けられている。

【０２００】本実施例において、上記のようにＲＡＩＤ
のレベルおよびパリティグループレベルを設定する方法
は、実施例１および２と同様に、図１６に示すようなア
ドレステーブルに対しユーザが初期設定において行う。
また、アドレス変換も実施例１および２と同様に、図１
６に示すアドレステーブルを用いて行う。

【０２０１】ＤＡＤＲ１のＲＡＩＤのレベル３における
５Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベルのパリティグルー
プおよびＤＡＤＲ４の３Ｄ＋１Ｐのパリティグループレ
ベルのパリティグループにおけるデータの書き込み方法
（パリティの作成方法）と読み出し方法は、正常時、障
害時共に、実施例２と同様である。

【０２０２】一方、ＤＡＤＲ２，３のＲＡＩＤのレベル
５における５Ｄ＋１Ｐのパリティグループレベルのパリ
ティグループおよびＤＡＤＲ５，６の３Ｄ＋１Ｐのパリ
ティグループレベルのパリティグループにおけるデータ
の書き込み方法（パリティの作成方法）と読み出し方法
は、正常時、障害時共に、実施例１と同様である。

【０２０３】ＤＡＤＲ２，５，６の二重化のパリティグ
ループレベルのパリティグループにおけるデータの書き
込み方法（パリティの作成方法）と読み出し方法は、正
常時、障害時共に、実施例１と同様である。

【０２０４】本実施例において、論理グループ１０を構
成する任意のドライブ１２に障害が発生した場合の障害
回復処理は、ＲＡＩＤのレベル３では実施例２、ＲＡＩ
Ｄのレベル５では実施例１と同様となり、両者共パリテ
ィグループレベルの低い（２台目の障害が発生した場合
にデータ消失となる確率（データ消失確率）の高い）パ
リティグループから順次回復処理を行なう。これによ
り、本実施例でも、実施例１、２と同様に、信頼性と障
害時の性能を最小限に抑さえ、回復処理を集中してでは
なく、時間を分散して行うことが可能となる。

【０２０５】本実施例では、一つの論理グループ内にお
いて、複数のＲＡＩＤのレベルと各ＲＡＩＤのレベルに
おいて、複数のパリティグループレベルが存在する。ユ
ーザは、自分のデータ量が大きく、しかもＣＰＵ１とデ
ィスクアレイ間で高速転送を行い、データの書き込みお
よび読み出し時間を短縮したい場合は、ＲＡＩＤのレベ
ル３の領域に書き込むように指示する。この時、データ
量および要求する転送速度、信頼性によりパリティグル
ープレベルを５Ｄ＋１Ｐにするか３Ｄ＋１Ｐにするかを
選択する。即ち、データ量が大きく、高速転送を必要と
する場合はパリティグループレベルを５Ｄ＋１Ｐを指定
し、比較的信頼性を要求する場合はパリティグループレ
ベルを３Ｄ＋１Ｐにする。

【０２０６】また、ユーザは、自分のデータ量が小さい
ため、ＲＡＩＤのレベル３で高速転送を行っても効果が
無い場合は、ＲＡＩＤのレベル５の領域に書き込むよう
に指示する。さらに、ユーザは、自分のデータ量が小さ
く、頻繁に書き込み要求が発生し、しかも、重要なデー
タである場合は、二重化の領域に書き込むように指示す
る。

【０２０７】このように、ユーザからＣＰＵ１を介し指
示された要求は、ＡＤＣ２のＭＰ２０では、アドレステ
ーブルを調べ、要求された書き込み領域に対しＲＡＩＤ
のレベル３、レベル５、二重化の空き領域または更新す
る領域を認識し、その領域に書き込むように制御する。

【０２０８】以上述べたように、本実施例と実施例１、
２とでは、論理グループ１０を構成するパリティグルー
プにおいて、ＲＡＩＤのレベル５とレベル３と二重化
（レベル１）を混在させたのみで、実施例１、２の効果
を得ることができる。

【０２０９】

【発明の効果】従来のディスクアレイでは、論理グルー
プを構成する全てのパリティグループレベルは、図３に
示すように、全て５Ｄ＋１Ｐのように統一されていた。
このため、データ消失確率が均一となり、信頼性の確保
から障害回復のために長時間停止しなければならなかっ
た。もし、従来のような単一のパリティグループレベル
で論理グループを構成し、障害が発生したドライブの回
復処理を、上述の実施例のように分割して行った場合、
回復処理が全て完了するまでデータ消失確率および障害
時の性能は変わらず低いままであり、回復処理が完了す
るまでの時間が長ければ長いほどデータ消失する確率が
高い。

【０２１０】しかし、本発明では、信頼性および性能の
異なる複数のパリティグループレベルのパリティグルー
プで論理グループを構成し、障害が発生したドライブの
データの回復処理を、パリティグループレベルの低い順
（データ消失確率および障害時の性能の低い順）に順次
行なう。これにより、パリティグループレベル単位で回
復処理を行う毎に、信頼性が向上するため、回復処理を
完了する時間を長くしてもデータ消失する確率は低い。
しかも、パリティグループレベル単位で回復処理を行う
毎に、障害時の性能が向上していく。

【０２１１】以上のことから、本発明によれば、回復処
理を行う時間を分散することが可能となり、しかも、効
率良く回復処理を行なうことが可能となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】第１の実施例の全体構成図

【図２】第１の実施例の論理グループ内のデータ配置図

【図３】従来のディスクアレイの論理グループ内のデー
タ配置図

【図４】第１の実施例のアドレステーブル説明図

【図５】パリティ作成説明図

【図６】新規データの書き込み処理フローチャート図

【図７】更新の書き込み処理フローチャート図

【図８】障害時の更新の書き込み処理フローチャート図

【図９】読み出し処理フローチャート図

【図１０】障害時の読み出し処理フローチャート図

【図１１】障害回復処理フローチャート図

【図１２】従来方法と本発明の障害回復処理の説明図

【図１３】第２の実施例の論理グループ内のデータ配置
図

【図１４】第２の実施例のアドレステーブル説明図

【図１５】第３の実施例の論理グループ内のデータ配置
図

【図１６】第３の実施例のアドレステーブル説明図

【図１７】ドライブ内部説明図

【図１８】パリティグループの割り当て説明図

【符号の説明】

１：ＣＰＵ、２：アレイディスクコントローラ（ＡＤ
Ｃ）、３：チャネルパスディレクタ、４：外部インター
フェースパス、５：インターフェースアダプタ、６：チ
ャネルパススイッチ、７：クラスタ、８：チャネルパ
ス、９：ドライブパス、１０：論理グループ、１２：ド
ライブ、１３：チャネルインターフェース（ＣＨ Ｉ
Ｆ）回路タ、１４：データ制御回路（ＤＣＣ）、１５：
チャネル側キャッシュアダプタ（Ｃ Ａｄｐ）、１６：
キャッシュメモリ、１７：ドライブ側キャッシュアダプ
タ（Ｃ Ａｄｐ）、１８：ドライブインターフェース回
路（Ｄｒｉｖｅ ＩＦ）、１９：パリティ生成回路（Ｐ
Ｇ）、２０：マイクロプロセッサ（ＭＰ）、２１：パリ
ティグループレベル、２２：データ名、２３：キャッシ
ュアドレス、２４：データドライブ番号（ＤＤｒｉｖｅ
Ｎｏ．）、２５：障害フラグ、２６：パリティドライ
ブ番号（ＰＤｒｉｖｅ Ｎｏ．）、２７：ＳＣＳＩドラ
イブ内アドレス（ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ）、２８：サブデ
ータ名、２９：ＲＡＩＤレベル。

Claims (31)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】論理グループを構成する複数台のドライブ
   を含むディスク装置と、該ディスク装置を管理する制御
   装置とを備えたディスクアレイ装置において、 ｉ（ｉはｉ≧１の整数）個のデータと該データから作成
   したｊ（ｊはｊ≧１の整数）個のエラー訂正用データと
   から構成される第１のパリティグループを格納するため
   の領域と、上記第１のパリティグループとは異なる構成
   の第２のパリティグループを格納するための領域とが、
   前記論理グループ中に混在していることを特徴とするデ
   ィスクアレイ装置。
2. 【請求項２】論理グループを構成するｎ台のドライブを
   含むディスク装置と、該ディスク装置を管理する制御装
   置とを備えたディスクアレイ装置において、 前記論理グループ内の各ドライブをパーティションで区
   切り、ｎ台以下のｍ台の任意のドライブの任意のパーテ
   ィションを任意の数選択し、該選択したパーティション
   によりパーティショングループを設定し、 前記論理グループは、互いにｍが異なる複数のパーティ
   ショングループにより構成されることを特徴とするディ
   スクアレイ装置。
3. 【請求項３】上位装置からのデ−タの入出力要求に対す
   る、当該デ−タを格納してある、または格納するディス
   ク装置と、該ディスク装置を管理する制御装置とからな
   るディスクアレイ装置において、 前記ディスク装置を多数のドライブにより構成し、これ
   らのドライブを２台以上のｎ台のドライブの論理グルー
   プにグループ分けし、各論理グループ内の各ドライブを
   パーティションで区切るとともに、 ｎ台以下のｍ台の任意のドライブの任意のパーティショ
   ンを任意の数選択し、該選択したパーティションにより
   パーティショングループを設定し、 前記論理グループは、互いにｍが異なる複数のパーティ
   ショングループにより構成されることを特徴とするディ
   スクアレイ装置。
4. 【請求項４】前記論理グループ内に前記パーティション
   グループを設定する際、選択されたパーティションの各
   ドライブ内でのアドレスを同一とすることを特徴とする
   請求項２または３に記載のディスクアレイ装置。
5. 【請求項５】前記論理グループ内に前記パーティション
   グループを設定する際、ユーザの指定に応じた種類およ
   び大きさのパーティショングループが設定できることを
   特徴とする請求項２または３に記載のディスクアレイ装
   置。
6. 【請求項６】前記論理グループ内に前記パーティション
   グループを設定する際、各ドライブから選択されるパー
   ティションをシリンダの集合とすることを特徴とする請
   求項２または３に記載のディスクアレイ装置。
7. 【請求項７】前記論理グループ内に前記パーティション
   グループを設定する際、各ドライブから選択されるパー
   ティションをトラックまたはレコード単位とすることを
   特徴とする請求項２または３に記載のディスクアレイ装
   置。
8. 【請求項８】前記論理グループ内に設定されたパーティ
   ショングループは、前記制御装置内のテーブルにより管
   理されることを特徴とする請求項２または３に記載のデ
   ィスクアレイ装置。
9. 【請求項９】前記論理グループ内に設定されたパーティ
   ショングループ毎に、ＲＡＩＤを設定することを特徴と
   する請求項２または３に記載のディスクアレイ装置。
10. 【請求項１０】前記論理グループ内に設定された少なく
    とも２個のパーティショングループを互いに異なるＲＡ
    ＩＤのレベルで構成し、各パーティショングループに
    は、複数のデータと該データから作成した１つ以上のエ
    ラー訂正用データとからなるパリティグループのデータ
    を格納することを特徴とする請求項９に記載のディスク
    アレイ装置。
11. 【請求項１１】前記論理グループ内に設定された少なく
    とも２個のパーティショングループを、前記エラー訂正
    用データの数が異なる同一のＲＡＩＤのレベルで構成す
    ることを特徴とする請求項９に記載のディスクアレイ装
    置。
12. 【請求項１２】前記論理グループ内に設定された少なく
    とも２個のパーティショングループを、性能の異なる同
    一のＲＡＩＤのレベルで構成することを特徴とする請求
    項９に記載のディスクアレイ装置。
13. 【請求項１３】前記論理グループ内に２個以上のパーテ
    ィショングループを設定する際、各パーティショングル
    ープに対して設定された異なるＲＡＩＤのレベルをパリ
    ティグループレベルとして分類し、各パリティグループ
    レベルに対応したテーブルにより各パーティショングル
    ープを管理することを特徴とする請求項９に記載のディ
    スクアレイ装置。
14. 【請求項１４】前記論理グループ内の任意のドライブに
    障害が発生し、この障害が発生したドライブ内のデータ
    を、論理グループ内の正常なドライブに格納されている
    データおよびエラー訂正用データから回復する障害回復
    処理の際、前記パリティグループレベル毎に障害回復処
    理を行うことを特徴とする請求項１３に記載のディスク
    アレイ装置。
15. 【請求項１５】前記パリティグループレベル毎に障害回
    復処理を行う際に、あるパリティグループの障害回復処
    理が完了した後、ある時間通常の読み出しおよび書き込
    み処理を行い、その後、次のパリティグループの障害回
    復処理を行うことを繰り返して、障害が発生したドライ
    ブ内のデータを回復する障害回復処理を行うことを特徴
    とする請求項１４に記載のディスクアレイ装置。
16. 【請求項１６】前記論理グループ内の任意のドライブに
    障害が発生し、この障害が発生したドライブ内のデータ
    を、論理グループ内の正常なドライブに格納されている
    データおよびエラー訂正用データから回復する障害回復
    処理の際、信頼性およびデータ消失確率の低いパリティ
    グループレベルから順次障害回復処理を行うことを特徴
    とする請求項１４または１５に記載のディスクアレイ装
    置。
17. 【請求項１７】前記論理グループ内の任意のドライブに
    障害が発生し、この障害が発生したドライブ内のデータ
    を、論理グループ内の正常なドライブに格納されている
    データおよびエラー訂正用データから回復する障害回復
    処理の際、信頼性およびデータ消失確率の高いパリティ
    グループレベルから順次障害回復処理を行うことを特徴
    とする請求項１４または１５に記載のディスクアレイ装
    置。
18. 【請求項１８】高信頼性が要求されるデータを、信頼性
    およびデータ消失確率の高いＲＡＩＤのレベルが設定さ
    れたパリティグループに格納することを特徴とする請求
    項１０または１７に記載のディスクアレイ装置。
19. 【請求項１９】前記論理グループ内の任意のドライブに
    障害が発生し、この障害が発生したドライブ内のデータ
    を、論理グループ内の正常なドライブに格納されている
    データおよびエラー訂正用データから回復する障害回復
    処理の際、障害時の性能低下が大きいパリティグループ
    レベルから障害回復処理を行うことを特徴とする請求項
    １４または１５に記載のディスクアレイ装置。
20. 【請求項２０】前記論理グループ内の任意のドライブに
    障害が発生し、この障害が発生したドライブ内のデータ
    を、論理グループ内の正常なドライブに格納されている
    データおよびエラー訂正用データから回復する障害回復
    処理の際、障害時の性能低下が小さいパリティグループ
    レベルから障害回復処理を行うことを特徴とする請求項
    １４または１５に記載のディスクアレイ装置。
21. 【請求項２１】頻繁に読み出しまたは書き込み要求が上
    位装置から発行されるデータを、障害時の性能低下が大
    きいＲＡＩＤのレベルが設定されたパリティグループに
    格納し、障害発生時にはすぐに障害回復処理を行い正常
    状態に復帰させることを特徴とする請求項１０または１
    ９に記載のディスクアレイ装置。
22. 【請求項２２】頻繁に読み出しまたは書き込み要求が上
    位装置から発行されるデータを、障害時の性能低下が小
    さいＲＡＩＤのレベルが設定されたパリティグループに
    格納し、障害発生時にはすぐに障害回復処理を行い正常
    状態に復帰させることを特徴とする請求項１０または２
    ０に記載のディスクアレイ装置。
23. 【請求項２３】前記論理グループ内のデータのバックア
    ップを行う際、前記パリティグループレベル毎にバック
    アップ処理を行うことを特徴とする請求項１３に記載の
    ディスクアレイ装置。
24. 【請求項２４】前記論理グループ内のデータに対してパ
    リティグループレベル毎にバックアップを行う際、ある
    パリティグループのバックアップ処理が完了した後、あ
    る時間通常の読み出しおよび書き込み処理を行い、その
    後、次のパリティグループのバックアップ処理を行うこ
    とを繰り返して、論理グループを構成する全ドライブ内
    のデータのバックアップを行うことを特徴とする請求項
    ２３に記載のディスクアレイ装置。
25. 【請求項２５】前記論理グループ内のデータに対してパ
    リティグループレベル毎にバックアップを行う際、信頼
    性およびデータ消失確率の低いパリティグループレベル
    から順次バックアップ処理を行うことを特徴とする請求
    項２３または２４に記載のディスクアレイ装置。
26. 【請求項２６】前記論理グループ内のデータに対してパ
    リティグループレベル毎にバックアップを行う際、信頼
    性およびデータ消失確率の高いパリティグループレベル
    から順次バックアップ処理を行うことを特徴とする請求
    項２３または２４に記載のディスクアレイ装置。
27. 【請求項２７】上位装置からの読み出しまたは書き込み
    要求数が、ユーザが予め設定した値より小さくなった
    ら、当該パリティグループの障害回復処理を開始するこ
    とを特徴とする請求項１４または１５に記載のディスク
    アレイ装置。
28. 【請求項２８】上位装置からの読み出しまたは書き込み
    要求数が、ユーザが予め設定した値より小さくなった
    ら、当該パリティグループのバックアップ処理を開始す
    ることを特徴とする請求項２３または２４に記載のディ
    スクアレイ装置。
29. 【請求項２９】前記論理グループ内のデータに対してパ
    リティグループレベル毎にバックアップを行う際、デー
    タ消失確率の高いパリティグループほど頻繁にバックア
    ップ処理を行うことを特徴とする請求項２３または２４
    に記載のディスクアレイ装置。
30. 【請求項３０】論理グループを構成する複数台のドライ
    ブを含むディスク装置と、該ディスク装置を管理する制
    御装置とを備えたディスクアレイ装置における前記ディ
    スク装置の領域の区分け方法であって、 ｉ（ｉはｉ≧１の整数）個のデータと該データから作成
    したｊ（ｊはｊ≧１の整数）個のエラー訂正用データと
    から構成される第１のパリティグループを格納するため
    の領域と、上記第１のパリティグループとは異なる構成
    の第２のパリティグループを格納するための領域とが、
    前記論理グループ中に混在するように、前記ディスク装
    置の領域を区分けすることを特徴とするディスクアレイ
    の区分け方法。
31. 【請求項３１】論理グループを構成するｎ台のドライブ
    を含むディスク装置と、該ディスク装置を管理する制御
    装置とを備えたディスクアレイ装置における前記ディス
    ク装置の領域の区分け方法であって、 前記論理グループ内の各ドライブをパーティションで区
    切り、ｎ台以下のｍ台の任意のドライブの任意のパーテ
    ィションを任意の数選択し、該選択したパーティション
    によりパーティショングループを設定し、前記論理グル
    ープが互いにｍが異なる複数のパーティショングループ
    により構成されるように区分けすることを特徴とするデ
    ィスクアレイの区分け方法。