JPH0736635A - ディスクアレイ装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】パリティディスクによる総記憶容量の減少を押
さえながらエラー発生時の復元処理の高速化を計ったデ
ィスクアレイ装置を提供する。 【構成】アクセス頻度が多いディスクをディスク構成数
の少ないグループに装填し、アクセス頻度が少ない複数
ディスクをディスク構成数の多いグループに装填する。
ディスク構成数の少ないグループでは復元に使うディス
クが少ないから復元時のディスクアクセスが小となり復
元処理を高速化できる。ディスク構成数の多いグループ
ではパリティディスクが占める割合が少ないのでディス
ク容量の減少が少ない。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は、パリティディスクを
持つディスクアレイ装置、特に情報記録媒体として複数
の光ディスクを採用した集合光ディスク装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、オフィス内で管理するデータ量が
増大しており、これら大量のデータを管理するために、
集合光ディスク装置を用いた電子ファイリングシステム
が多く提案されている。

【０００３】この集合光ディスク装置は、複数の光ディ
スクドライブと、複数の光ディスクを格納するセルと、
光ディスクドライブとセル間で光ディスクを適宜移動さ
せるアクセサとで構成されている。

【０００４】しかしながらアクセサによる光ディスクの
移動は他の処理に比較して非常に時間がかかる処理であ
るため、光ディスクの格納位置を工夫してディスクの移
動距離をできるだけ少なくする提案がなされている（た
とえば特開平５ー２８６１５号の「集合光ディスク装置
制御方式」参照）。

【０００５】また大量のデータを高速にかつ信頼性高く
管理するために、記憶するデータに冗長性を持たせ、こ
のデータをブロック単位毎に複数のディスクに分散して
記憶するシステムが提案されている（たとえば特開平２
ー２３６７１４号の「アレイ型ディスク駆動機構システ
ム及び方法」、あるいは雑誌インターフェイス１９９３
年４月号「ディスクの耐故障性と信頼性を改善するＲＡ
ＩＤ技術］参照）。

【０００６】例えば、Ｎ台ディスク構成のＲＡＩＤ（Re
dundant Arrays of Inexpensive Disks ）では、１台目
から（Ｎー１）台目までのデータディスクの同一ブロッ
ク番号のデータに対するパリティデータがＮ台目のパリ
ティディスクの同一ブロック番号に記憶されている。こ
れらのＮ台のデータディスクおよびパリティディスクの
集合体をグループと呼ぶことにする。

【０００７】上記グループから連続するデータを読み出
す場合は、対応するブロックが記憶されている各データ
ディスクを同時にアクセスできるため、高速読出が可能
となる。

【０００８】また読出し時に１台のデータディスクでエ
ラーが発生した場合は、グループ内の他の（Ｎー１）台
のデータディスクの同一ブロックのデータからエラーの
復元ができ、信頼性が向上する。

【０００９】図２は、パリティ用ディスクおよびデータ
用ディスクで構成されるディスクグループにおいて、デ
ータ用ディスク１〜３のブロックデータＡ〜Ｃからパリ
ティ用ディスクのブロックデータＤを生成する処理と、
データ用ディスク２、３のブロックデータＢ、Ｃとパリ
ティ用ディスクのブロックデータＤからエラーの発生し
たデータ用ディスク１のブロックデータＡを復元する処
理を説明するための図である。

【００１０】図２において、１つのグループはデータ用
ディスク１〜３とパリティ用ディスク４の４台で構成さ
れている。光ディスクＯＤＤ１〜ＯＤＤ３（あるいはハ
ードディスクＨＤＤ１〜ＨＤＤ３）がデータ用であり、
ＯＤＤ４（あるいはＨＤＤ４）がパリティ用である。各
ディスクは、所定サイズのデータ記録用ブロックを複数
持ち、各ブロックには所定のブロック番号が付与されて
いる。

【００１１】いま、ある特定ブロック内のそれぞれのブ
ロックデータをＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄとすると、 Ａ ｘｏｒ Ｂ ｘｏｒ Ｃ ＝ Ｄ ・・・・・・（１） の関係が成立するようにパリティデータＤが決められて
いる。式（１）においてｘｏｒは排他的論理和演算をさ
し、図３に示すような論理演算を定義する記号である。

【００１２】ここでデータ用ディスク１が故障し、ディ
スク１のブロックＡからのデータ読出しにエラーが発生
したとする。この場合は Ｂ ｘｏｒ Ｃ ｘｏｒ Ｄ ＝ Ａ ・・・・・・（２） の演算を行なうことによってブロックデータＡを復元で
きる。

【００１３】グループ内ディスク構成数Ｎ（上記例では
Ｎ＝４）を減らせば信頼性が向上し、最低であるＮ＝２
とした場合はミラーディスク構成となる（つまり、１台
のパリティディスクの内容がもう１台のデータディスク
の内容を鏡で写し取ったようなものになる）。しかしこ
の場合は全ディスク容量の半分がパリティ用（冗長デー
タ保持用）となってしまい、全ディスク容量に対して実
際にデータ記憶に利用できる容量の割合が激減してしま
う。

【００１４】大量のデータを管理する場合、アクセス速
度を最重要視し、コストを無視すれば、現在のところハ
ードディスクを用いたＲＡＩＤシステムが最適である。
しかし総記憶容量と記憶容量当たりのコストを重要視し
た場合には、集合光ディスク装置を用いたＲＡＩＤシス
テムのほうが有利となる場合がある。

【００１５】

【発明が解決しようとする課題】集合光ディスク装置を
用いてＲＡＩＤシステムを構成した場合、アクセス速度
を決定する最大の要因は、アクセサによる光ディスク移
動回数および移動距離である。したがって、アクセスさ
れる確立の高い光ディスクは、優先的に光ディスクドラ
イブ内に残すか、それができなければ光ディスクドライ
ブ近傍の格納セルに置いておくような配慮が重要とな
る。

【００１６】しかし、このような配慮をしたとしても、
読出エラー発生時にはグループ内のエラー発生ディスク
以外の光ディスク全てをアクセスしてデータを復元する
ため、復元処理に時間がかかってしまうという問題があ
る。とくに、復元に必要な光ディスクを光ディスクドラ
イブ内に装填する回数が増えるほどこの処理時間が増え
る。

【００１７】つまり、グループ内のディスク構成数Ｎを
大きくすると総記憶容量は増えるがエラー発生時の復元
処理が遅くなり、グループ内のディスク構成数Ｎを小さ
くするとエラー発生時の復元処理は速くなるがデータ記
憶に実際に使用できる総記憶容量が少なくなる、という
以下のようなトレードオフが生じる。

【００１８】 グループ内ディスク構成数Ｎ 小 ーーー＞ 大 復元処理に必要なディスク数 小 ーーー＞ 大 グループ内の総記憶容量 小 ーーー＞ 大 信頼性 大 ＜ーーー 小 この発明の目的は、パリティディスクの存在による総記
憶容量の実質的な減少を最小限に押さえながら、エラー
発生時の復元処理の高速化を計ったディスクアレイ装置
を提供することである。

【００１９】

【課題を解決するための手段】複数のディスク（１〜１
２）を複数のディスクグループ（１〜３）に任意に割り
振ることができるディスクアレイ装置において、構成デ
ィスク数がＮであるグループを複数（実施例では３）用
意する（グループ内ディスクの少なくとも１台はパリテ
ィ用、残りはデータ用）。複数のディスクグループ（１
〜３）中の少なくとも２つについて、各グループの構成
ディスク数（図１７の実施例ではＮ＝２、４、６）は互
いに異なる。各グループのディスクへのアクセス頻度を
記録しておく（ディスク管理テーブル）。アクセス頻度
の高いディスク（４）は構成ディスク数の少ない（Ｎ＝
２）グループ（１）に装填し、アクセス頻度の低いディ
スク（３、５、６、８、９）は構成ディスク数の多い
（Ｎ＝６）グループ（３）に装填する。

【００２０】

【作用】構成ディスク数の小さいグループ（１）はエラ
ー復元処理の計算（ｘｏｒ 演算）に用いられるディス
ク数が少ない（Ｎ＝２）ので復元処理を高速化でき、そ
の一方で、構成ディスク数の大きい（Ｎ＝６）グループ
（３）では、パリティ用ディスクのグループ内での容量
比率が小さい（１／６）のでデータ記憶に使えないディ
スク容量（冗長分）を相対的に小さくできる。構成ディ
スク数の大きいグループ（３）は復元処理の計算（ｘｏ
ｒ）に用いられるディスク数が多い（Ｎ＝６）ので復元
処理は遅いが、アクセス頻度が低いので装置の運用上全
体的に見れば復元処理に取られる時間は少ない。

【００２１】

【実施例】図１は、この発明の一実施例に係るディスク
アレイ装置の構成を示すブロック図である。図１におい
て、システムバス１０には、装置全体の動作を制御する
ＣＰＵ１２と、ＣＰＵ１２で実行されるソフトウエア
（各種プログラム）およびそこで使用されるデータなど
を適宜格納するメモリ１４と、このソフトウエアや後述
する種々な管理テーブルの情報を格納するＨＤＤ１６
と、ローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）の通信回線
３０を介して図示しない外部機器（ホストコンピュータ
など）とデータ通信を行なう通信制御部１８と、この実
施例装置の動作に伴う各種データ（光ディスクからの読
取データや光ディスクへの書込データなど）を一時的に
格納するバッファ１４０が接続されている。

【００２２】ここで、バッファ１４０は複数のバッファ
（ブロックバッファ、作業バッファなど）により構成さ
れ、メモリ１４の一部をバッファ１４０として使用する
こともできる。

【００２３】また、ＬＡＮ通信回線３０を介して外部機
器から送られてくるコマンドを通信制御部１８が受信す
ると、ＣＰＵ１２はそのコマンドを実行する。このコマ
ンド実行の結果は、必要に応じて、通信制御部１８から
ＬＡＮ通信回線３０を介してコマンドを送った外部機器
に返信されるようになっている。

【００２４】システムバス１０にはさらに、４台の光デ
ィスクドライブ２０１〜２０４を同時に制御できるドラ
イブ制御部２０と、光ディスク２８を光ディスクドライ
ブ２０１〜２０４に装填（オートローディング）する制
御を行なうアクセサ制御部２２が接続されている。

【００２５】ＣＰＵ１２はＨＤＤ１６から所定のプログ
ラムをメモリ１４に読み出し、その内容にしたがって図
１の各部を制御する。たとえば光ディスクドライブ２０
１〜２０４各々に装填された光ディスク２８に対する情
報の読み書きは、ＣＰＵ１２からの指示に基づき、ドラ
イブ制御部２０により制御される。

【００２６】アクセサ制御部２２は、１２枚の光ディス
ク２８を格納できるセル部２４に設けられたアクセサ２
６を制御する。たとえば、ＣＰＵ１２上で走っているプ
ログラムがディスク番号１の光ディスク２８を光ディス
クドライブ２０１に装填（ローディング）するよう指令
したとする。すると、この指令を受け取ったアクセサ制
御部２２は、アクセサ２６を駆動して、スロット０の出
入口からディスク番号１の光ディスク２８を取り出しそ
れをドライブ２０１に装填させる。

【００２７】同様に、アクセサ制御部２２は、アクセサ
２６を駆動することにより、所定の光ディスクドライブ
（２０１〜２０４のいずれか）から所定の光ディスク２
８を取り外しそれをセル部２４内の空の収納部（セル）
に戻す制御も行なう。つまり、アクセサ制御部２２によ
り制御されるアクセサ２６は、１２枚の光ディスク２８
中の任意のものについて、セル部２４の各収納部と４台
の光ディスクドライブ２０１〜２０４のいずれかとの間
で、ディスクの移動（オートチェンジ）を行なう機能を
担う。

【００２８】また、ＬＡＮ回線３０で繋がれた外部機器
（図示せず）が特定光ディスク２８のあるブロックから
データを読み出すコマンドを送信した場合は、ＣＰＵ１
２は次のような操作を行なう。

【００２９】すなわち、このコマンドで特定された光デ
ィスク２８がアクセサ２６によりセル部２４から取り出
されそれが特定の光ディスクドライブ（２０１〜２０４
のいずれか）に装填されるように、アクセサ制御部２２
が制御される。（上記特定光ディスク２８が光ディスク
ドライブ２０１〜２０４のいずれかに既に装填されてい
る場合は、このアクセサ制御はスキップされる。また４
台の光ディスクドライブ２０１〜２０４全てがディスク
装填済みである場合は、その時点で不要なディスクが装
着されているディスクドライブから不要光ディスクを取
り外してそれをセル部２４に戻し、しかる後に空いたデ
ィスクドライブに上記特定光ディスク２８を装填するア
クセサ制御が行なわれる。）続いて、ドライブ制御部２
０により、この光ディスクが装填された光ディスクドラ
イブから、上記コマンドで指定されたブロックのデータ
が読み出される。読み出されたデータはシステムバス１
０を通じて通信制御部１８内の通信バッファ（図示せ
ず）に送られ、この通信バッファの内容（所定の光ディ
スクの所定ブロックのデータ）が前記コマンドを出した
外部機器へ返信される。

【００３０】図４は、図１のディスクアレイ装置で用い
られるグループ管理テーブル、ディスク管理テーブル、
およびドライブ管理テーブルの内容を示す。この内容は
図１のディスクアレイ装置の稼働初期時の例である。

【００３１】図１のディスクアレイ装置は、全部で１２
枚の光ディスク２８で構成されている。これらの光ディ
スク２８にはそれぞれ１から１２までのディスク番号が
割り当てられており、このディスク番号で光ディスク２
８各々を特定できるようになっている。

【００３２】また光ディスク２８を格納するセル部２４
は、外部とディスクを出し入れする窓としてのセル番号
０のスロットと、１２枚の光ディスク２８を１枚づつ収
納するセル番号１〜１２のセルとで構成されている。

【００３３】光ディスクドライブ２０１〜２０４は４台
あり、それぞれドライブ番号１〜４が割り当てられてい
る。図４（ａ）は、各ディスク２８（ディスク番号１〜
１２）がどのディスクグループに属しているかを示す。
ここではディスク番号１〜１２の光ディスク２８が３つ
のグループ１〜３に分けられており、グループ１のディ
スク構成数は２枚、グループ２のディスク構成数は４
枚、グループ３のディスク構成数は６枚としている。

【００３４】ディスク２枚で構成されるグループ１で
は、ディスク番号１の光ディスク２８がデータ用に割り
当てられ、ディスク番号１０の光ディスク２８がパリテ
ィ用に割り当てられている。

【００３５】ディスク４枚で構成されるグループ２で
は、ディスク番号２、３、４の光ディスク２８がデータ
用に割り当てられ、ディスク番号１１の光ディスク２８
がパリティ用に割り当てられている。

【００３６】ディスク６枚で構成されるグループ３で
は、ディスク番号５〜９の光ディスク２８がデータ用に
割り当てられ、ディスク番号１２の光ディスク２８がパ
リティ用に割り当てられている。

【００３７】図４（ｂ）のディスク管理テーブルは、デ
ィスク番号１〜１２の光ディスク２８とそれらが格納さ
れるセル部２４のセル番号１〜１２との（装置の稼働初
期時における）対応関係を示すとともに、ディスク番号
１〜１２の光ディスク２８各々のアクセス回数および累
積アクセス回数を示す。この例は稼働初期時のものなの
で、各ディスクのアクセス回数および累積アクセス回数
は全て０となっている。

【００３８】図４（ｃ）のドライブ管理テーブルは、４
台の光ディスクドライブ２０１〜２０４とこれらのドラ
イブに装填された４枚の光ディスク２８（たとえばディ
スク番号１〜４）との（装置の稼働初期時における）対
応関係を示すとともに、ドライブ番号１〜４に装填され
た光ディスク２８各々のアクセス回数を示す。この例は
稼働初期時のものなので、各ディスクドライブ２０１〜
２０４のアクセス回数は全て０となっている。

【００３９】なお、図４（ａ）のグループ管理テーブ
ル、図４（ｂ）のディスク管理テーブル、および図４
（ｃ）のドライブ管理テーブルは、ＨＤＤ１６に格納さ
れる。図５は、図１のディスクアレイ装置の全体的な動
作を説明するフローチャートである。

【００４０】まずＨＤＤ１６に記憶されているグループ
管理テーブル（図４（ａ））とディスク管理テーブル
（図４（ｂ））とドライブ管理テーブル（図４（ｃ））
の各データが読み出され、メモリ１４に格納される（ス
テップＳＴ１０）。

【００４１】次に、ドライブ管理テーブル内に設定され
ているディスク番号で示される光ディスクが格納されて
いるセル番号をディスク管理テーブルより求め、その光
ディスクをそのセル番号のところから取り出し、取り出
した光ディスクをドライブ管理テーブル内に設定されて
いるドライブ番号で示される光ディスクドライブに装填
する（ステップＳＴ１２）。

【００４２】その後、ＬＡＮ通信回線３０を介して図示
しない外部機器（ホストコンピュータ）からコマンドが
送られてきたとする。通信制御部１８がこのコマンドを
受信すると（ステップＳＴ１４）、ＣＰＵ１２はそのコ
マンドを解読する（ステップＳＴ１６）。

【００４３】受信したコマンドが読出コマンドであれば
（ステップＳＴ１６、イエス）、所定の読出処理が行な
われ（ステップＳＴ１８）、この処理により特定の光デ
ィスク２８の所定ブロックから読み出されたデータは通
信制御部１８内の図示しない通信バッファに書き込まれ
る。このあと、読出結果（読出エラーの有無および読出
処理の完了通知など）および通信バッファ内のブロック
データは、読出コマンドを出した外部機器に、通信回線
３０を介して送り返される（ステップＳＴ２０）。

【００４４】前記受信したコマンドが読出コマンドでな
く（ステップＳＴ１６、ノー）書込コマンドであれば
（ステップＳＴ２２、イエス）、所定の書込処理が行な
われる（ステップＳＴ２４）。この処理により、外部機
器から通信制御部１８内の図示しない通信バッファに送
り込まれたデータは、特定の光ディスク２８の所定ブロ
ックに書き込まれる。このあと、書込結果（書込エラー
の有無および書込処理の完了通知など）が通信回線３０
を介して書込コマンドを出した外部機器に送り返される
（ステップＳＴ２６）。

【００４５】前記受信したコマンドが読出コマンドでも
書込コマンドでもなく（ステップＳＴ１６、ノー；ステ
ップＳＴ２２、ノー）グループ再編成コマンドであれば
（ステップＳＴ２８、イエス）、所定のグループ再編成
処理が行なわれる（ステップＳＴ３０）。この処理によ
り、各ディスクグループ１〜３を構成するディスク番号
の組み合わせが変更され、かつこの組合せ変更に伴う各
グループのパリティ用ディスクの書き換えが行なわれ
る。このあと、グループ再編成結果（変更後のグループ
管理テーブルの内容およびグループ再編成処理の完了通
知など）が通信回線３０を介して書込コマンドを出した
外部機器に送り返される（ステップＳＴ３２）。

【００４６】前記受信したコマンドが読出コマンドでも
書込コマンドでもグループ再編成コマンドでもないとき
は（ステップＳＴ１６、ノー；ステップＳＴ２２、ノ
ー；ステップＳＴ２８、ノー）、そのコマンドはシャッ
トダウンコマンドであると解釈される（ステップＳＴ３
４）。このシャットダウンコマンドが実行されると、メ
モリ１４内のグループ管理テーブル、ディスク管理テー
ブル、およびドライブ管理テーブルの内容がＨＤＤ１６
に書き込まれる（ステップＳＴ３６）。このあと、光デ
ィスクドライブ２０１〜２０４に装填されている光ディ
スク２８はアクセサ２６により順次取り外され、セル部
２４の所定の空きセルに戻される（ステップＳＴ３
８）。

【００４７】図６は、図５中の読出処理の内容を説明す
るフローチャートである。図５のステップＳＴ１４で読
出コマンドが受信されると、まずこのコマンドにより、
データ読み出しを行なう光ディスク２８のディスク番号
と、読み取ろうとするデータが格納されているデータブ
ロック番号と、読み出されたブロックデータを格納する
ブロックバッファ（たとえばブロックバッファ１）が指
定される。

【００４８】すなわち、読出コマンドによりブロックバ
ッファ１およびデータディスク番号（例えば１）が指定
されると（ステップＳＴ１８０）、アクセサ２６により
ディスク番号１の光ディスク２８が空ドライブ（ドライ
ブ２０１〜２０４のいずれか）に装填される（番号１の
ディスクがいずれかのドライブに装填済みであるとき
は、この装填処理はスキップされる。）所定の光ディス
ク２８（ディスク番号１）が例えばドライブ番号１のド
ライブ２０１に装填されると、読出コマンドが指定する
ブロック番号（例えばブロック番号１０００）からデー
タが読み取られそれが指定されたブロックバッファ１に
格納される（ステップＳＴ１８２）。

【００４９】このデータ読取が正常に終了すれば（ステ
ップＳＴ１８４、イエス）、図４（ｂ）のディスク管理
テーブルにおいて読出が行なわれたディスク番号１のア
クセス回数の欄に「１」が加えられ（ステップＳＴ１８
６）、図４（ｃ）のドライブ管理テーブルにおいて読出
を行なったドライブ番号１のアクセス回数の欄に「１」
が加えられる（ステップＳＴ１８８）。

【００５０】ディスク番号１の光ディスク２８の特定ブ
ロック番号（１０００）からのデータ読取時にエラーが
発生した場合は（ステップＳＴ１８４、ノー）、エラー
発生ブロック（１０００）のデータの復元処理が行なわ
れる（ステップＳＴ１９０）。

【００５１】この復元処理が失敗（たとえばパリティ用
ディスク１０のブロック番号１０００でもエラーが発生
したなど）した場合は（ステップＳＴ１９２、ノー）、
エラー終了する。この復元処理が成功ならば（ステップ
ＳＴ１９２、イエス）、ブロックバッファ１の内容は、
ディスク番号１の光ディスク２８の特定ブロック番号
（１０００）からのデータとなっている。

【００５２】図７は、ディスク装填処理の内容を説明す
るフローチャートである。また図１５（ａ）はディスク
装填処理前のドライブ管理テーブルを示し、図１５
（ｂ）はディスク装填処理後のドライブ管理テーブルを
示す。

【００５３】ディスクの装填処理は、指定された光ディ
スク２８が４台の光ディスクドライブ２０１〜２０４の
いずれにも装填されていない場合に行なわれる。この処
理においては、たとえば図１５（ａ）に示すドライブ管
理テーブルに記録されたアクセス回数がチェックされ、
最もアクセス回数の少ないドライブ番号４の光ディスク
ドライブ２０４が選択される。

【００５４】最もアクセス回数の少ないドライブをディ
スク交換の対象とし、過去にたびたびアクセスされたド
ライブをディスク交換の対象としない理由は、過去に頻
繁にアクセスのあったドライブは今後も頻繁にアクセス
される可能性が高く、そのようなドライブのディスクを
交換することは後に時間のかかるディスク交換の必要性
を増やす結果となるからである。最もアクセス回数の少
ないドライブをディスク交換の対象とすれば、その後の
ディスク交換回数を減少させることができる。

【００５５】いま、交換（装填）を要する光ディスクの
数が１枚（ｘ＝１）であり、１枚（ｘ枚）の装填すべき
ディスクとしてディスク番号７が指定されたと仮定す
る。まず、ドライブ管理テーブル（図１５（ａ））を参
照し、装填が指示されたディスク番号７の光ディスク２
８がドライブ番号１〜４の光ディスクドライブ２０１〜
２０４のいずれかに既に装填済みであるかどうかチェッ
クされる。もしディスク番号７の光ディスク２８がドラ
イブ番号１〜４のいずれかに既に装填済みであれば、デ
ィスク番号７の光ディスクが装填済みのドライブ番号の
アクセス回数欄に「ー１」を設定する（ステップＳＴ１
８００）。しかし図１５（ａ）のドライブ管理テーブル
ではどのドライブ番号にもディスク番号７のディスクは
装填されていないから、この「ー１」はどこにも設定さ
れない。

【００５６】次に、実際に光ディスクを装填する数Ｍを
求める。すなわち、装填すべき光ディスクの数ｘ（＝
１）から、アクセス回数欄に「ー１」が設定されたドラ
イブの数を差し引く（ステップＳＴ１８０２）。

【００５７】上記仮定ではｘは１でありアクセス回数欄
に「ー１」が設定されたドライブ数はゼロであるから、
Ｍ＝ｘー（「ー１」が設定されたドライブ数）＝１とな
る。この場合Ｍはゼロでない（ステップＳＴ１８０４、
ノー）。

【００５８】アクセス回数が「ー１」でないもののう
ち、アクセス回数が少ないほうからＭ個（図１５（ａ）
の例ではドライブ番号４の１個）が、ドライブ管理テー
ブルから選択される（ステップＳＴ１８０６）。

【００５９】こうして選択されたＭ個（図１５（ａ）の
例では１個）のドライブ、すなわちドライブ番号４の光
ディスクドライブ２０４（過去におけるアクセス頻度が
相対的に小さかったドライブ）から、そこに装填されて
いるディスク番号４の光ディスク２８が取り外され、取
り外されたディスクはディスク管理テーブル（図４
（ｂ））のスロット番号（セル番号）で示されるスロッ
ト（セル）４に戻される（ステップＳＴ１８０８）。

【００６０】次に選択されたＭ個（１個）のドライブ
（ドライブ番号４）にまだ装填されていないディスク番
号７の光ディスク２８がディスク管理テーブル（図４
（ｂ））内のスロット番号（セル番号）７で示されるス
ロット（セル）より取り出され、ドライブ番号４のドラ
イブ２０４に装填される（ステップＳＴ１８１０）。

【００６１】こうしてドライブ番号４のドライブ２０４
に装填されていた低アクセス頻度の光ディスク（ディス
ク番号４）がディスク番号７の光ディスク２８と交換さ
れると、図１５（ｂ）に示すように、新たに装填したデ
ィスク番号７がドライブ管理テーブルのドライブ番号４
の欄に書き込まれ、その後ドライブ番号１〜４全てのア
クセス回数が０にリセットされる（ステップＳＴ１８１
２）。

【００６２】図８および図９は、図６中の復元処理の内
容を説明するフローチャートである。復元処理が行なわ
れる場合は、まず、復元処理に用いる光ディスク２８の
ディスク番号（１〜１２のいずれか）と、復元処理に用
いるデータが格納されている光ディスク２８のブロック
番号と、復元されたブロックデータを格納するブロック
バッファが指定される。

【００６３】ここで、エラーが発生した光ディスクが図
４（ａ）のデータディスク番号３のディスク２８である
とすれば、上記復元処理に用いる光ディスク２８のディ
スク番号は２、４、１１となる。またディスク番号３の
光ディスクのブロック番号１０００でエラーが発生した
とすれば、復元処理に用いるデータが格納されている光
ディスク２８のブロック番号も「１０００」となる。各
グループ毎にブロックバッファ１〜３が用意されている
とすれば、グループ２のディスク番号３のエラー復元処
理に用いるバッファメモリとしてブロックバッファ２が
指定される。

【００６４】上記指定が済むと、たとえば図４（ａ）に
示すグループ管理テーブルから、復元すべきエラーが発
生した光ディスク２８（ディスク番号３）の属するグル
ープ番号Ｇ（＝２）と、グループＧのディスク構成数Ｎ
（＝４）と、復元処理に用いる光ディスク２８のディス
ク番号（２、４、１１）とが読み出される（ステップＳ
Ｔ１９００）。（この読出結果に基づいて、復元処理に
用いるＮー１枚の光ディスクの装填処理を行なうことが
できる。）続くディスク装填処理において、作業バッフ
ァ１およびパリティディスク番号（１１）が指定される
（ステップＳＴ１９０２）。すると、アクセサ２６によ
りディスク番号１１の光ディスク２８が空ドライブ（ド
ライブ２０１〜２０４のいずれか）に装填される（番号
１１のディスクがいずれかのドライブに装填済みである
ときは、この装填処理はスキップされる。）このディス
ク装填処理は、図７の処理と同様に行なわれる。すなわ
ち、光ディスクドライブ２０１〜２０４のいずれかが空
いておればその空ドライブにディスク番号２の光ディス
ク２８が装填される。空ドライブがなければ、ドライブ
２０１〜２０４（ドライブ番号１〜４）のうち過去のア
クセス頻度が小さかった例えばドライブ４（図１５
（ａ）参照）から光ディスク２８が取り外され、そこに
ディスク番号１１の光ディスク２８が装填される。その
後、ドライブ管理テーブルにおけるアクセス回数欄は全
て０にリセットされる（図１５（ｂ）参照）。

【００６５】ディスク番号１１の光ディスク２８（パリ
ティ用ディスク）がドライブ番号４のドライブ２０４に
装填されると、エラーが発生したブロック番号１０００
からブロックデータが読み取られそれが指定された作業
バッファ１（バッファ番号Ｌ＝１）に格納される（ステ
ップＳＴ１９０４）。

【００６６】ディスク番号１１の光ディスク２８のブロ
ック番号１０００からのデータ読取時にエラーが発生し
た場合は（ステップＳＴ１９０６、イエス）、エラーと
なり復元処理は終了される。

【００６７】このデータ読取が正常に済めば（ステップ
ＳＴ１９０６、ノー）、図４（ｂ）のディスク管理テー
ブルにおいて、読出が行なわれたドライブ番号４／ディ
スク番号１１のアクセス回数の欄に「１」が加えられ、
かつ図４（ｃ）のドライブ管理テーブル（ただしディス
ク番号は図４（ｃ）と違う）において、読出を行なった
ドライブ番号４のアクセス回数の欄に「１」が加えられ
る（ステップＳＴ１９０８）。

【００６８】続いて、復元処理に用いる残りのＮー２枚
のデータ用光ディスク２８の装填処理が行なわれる。ま
ず、復元用ブロックデータの一時格納用バッファＬとし
て作業バッファ２が設定される（ステップＳＴ１９１
０）。この後、ステップＳＴ１９００で読み出しておい
たディスク番号リストに基づいて、ディスク番号２の光
ディスク２８の装填処理が行なわれる（ステップＳＴ１
９１２）。

【００６９】このディスク装填処理も、図７の処理と同
様に行なわれる。すなわち、光ディスクドライブ２０１
〜２０４のいずれかが空いておればその空ドライブにデ
ィスク番号２の光ディスク２８が装填される。空ドライ
ブがなければ、ドライブ２０１〜２０４（ドライブ番号
１〜４）のうち過去のアクセス頻度が小さかった例えば
ドライブ１（図１５（ｂ）参照；ただしドライブ４のア
クセス回数はステップＳＴ１９０８の処理で「１」にな
っている）から光ディスク２８が取り外され、そこにデ
ィスク番号２の光ディスク２８が装填される。

【００７０】こうしてディスク番号２の光ディスク２８
が光ディスクドライブ２０１（ドライブ番号１）に装填
されると、ディスク番号２の光ディスク２８のブロック
番号１０００からそのブロックのデータが読み出され、
読み出されたブロックデータは作業バッファ２（Ｌ＝
２）に格納される（ステップＳＴ１９１４）。

【００７１】ディスク番号２の光ディスク２８のブロッ
ク番号１０００からのデータ読取時にエラーが発生した
場合は（ステップＳＴ１９１６、イエス）、エラーとな
り復元処理は終了される。

【００７２】このデータ読取が正常に済めば（ステップ
ＳＴ１９１６、ノー）、図４（ｂ）のディスク管理テー
ブルにおいて、読出が行なわれたドライブ番号１／ディ
スク番号２のアクセス回数の欄に「１」が加えられ、か
つ図４（ｃ）のドライブ管理テーブル（ただしドライブ
番号とディスク番号との対応関係は図４（ｃ）と違う）
において、読出を行なったドライブ番号１のアクセス回
数の欄に「１」が加えられる（ステップＳＴ１９１
８）。

【００７３】ここで、グループ番号Ｇ（＝２）のディス
ク構成数Ｎは４であり、バッファ番号パラメータＬは２
であるから、Ｌ（＝２）＜Ｎー１（＝３）である（ステ
ップＳＴ１９２０、イエス）。この場合はＬが１つイン
クリメントされ（ステップＳＴ１９２２）、作業バッフ
ァ３（＝Ｌ）を用いてディスク番号４の光ディスク２８
に対してディスク装填処理が行なわれる（ステップＳＴ
１９１２）。

【００７４】このディスク装填処理も、図７の処理と同
様に行なわれる。すなわち、光ディスクドライブ２０１
〜２０４のいずれかが空いておればその空ドライブにデ
ィスク番号２の光ディスク２８が装填される。空ドライ
ブがなければ、ドライブ２０１〜２０４（ドライブ番号
１〜４）のうち過去のアクセス頻度が小さかった例えば
ドライブ２（図１５（ｂ）参照；ただしドライブ１、４
のアクセス回数はステップＳＴ１９０８、ステップＳＴ
１９１８の処理でそれぞれ「１」になっている）から光
ディスク２８が取り外され、そこにディスク番号４の光
ディスク２８が装填される。

【００７５】こうしてディスク番号４の光ディスク２８
が光ディスクドライブ２０２（ドライブ番号２）に装填
されると、ディスク番号４の光ディスク２８のブロック
番号１０００からそのブロックのデータが読み出され、
読み出されたブロックデータは作業バッファ３（Ｌ＝
３）に格納される（ステップＳＴ１９１４）。

【００７６】ディスク番号４の光ディスク２８のブロッ
ク番号１０００からのデータ読取時にエラーが発生した
場合は（ステップＳＴ１９１６、イエス）、エラーとな
り復元処理は終了される。

【００７７】このデータ読取が正常に済めば（ステップ
ＳＴ１９１６、ノー）、図４（ｂ）のディスク管理テー
ブルにおいて、読出が行なわれたドライブ番号２／ディ
スク番号４のアクセス回数の欄に「１」が加えられ、か
つ図４（ｃ）のドライブ管理テーブル（ただしドライブ
番号とディスク番号との対応関係は図４（ｃ）と違う）
において、読出を行なったドライブ番号２のアクセス回
数の欄に「１」が加えられる（ステップＳＴ１９１
８）。

【００７８】今度は、ステップＳＴ１９２２において、
バッファ番号パラメータＬは３にインクリメントされて
いたから、Ｌ（＝３）＜Ｎー１（＝３）でない（ステッ
プＳＴ１９２０、ノー）。この場合は、まず作業バッフ
ァ２（＝Ｌ）が指定される（ステップＳＴ１９４２）。

【００７９】するとＬ（＝２）≦Ｎー１（＝３）となり
（ステップＳＴ１９２６、イエス）、作業バッファ１内
のブロックデータ（ディスク番号１１のパリティ用ディ
スク２８のブロック番号１０００の読取データ）と作業
バッファ２（＝Ｌ）内のブロックデータ（ディスク番号
２のデータ用ディスク２８のブロック番号１０００の読
取データ）とのｘｏｒ演算が行なわれ、その演算結果が
作業バッファ１に格納される（ステップＳＴ１９２
８）。

【００８０】このあとＬが１つインクリメントされる
（ステップＳＴ１９３０）。するとＬ（＝３）≦Ｎー１
（＝３）となり（ステップＳＴ１９２６、イエス）、作
業バッファ１内のブロックデータ（ディスク番号２、１
１間でｘｏｒ演算が行なわれたブロック番号１０００の
読取データ）と作業バッファ３（＝Ｌ）内のブロックデ
ータ（ディスク番号４のデータ用ディスク２８のブロッ
ク番号１０００の読取データ）とのｘｏｒ演算が行なわ
れ、その演算結果が作業バッファ１に格納される（ステ
ップＳＴ１９２８）。

【００８１】このあとＬが１つインクリメントされる
（ステップＳＴ１９３０）。するとＬ（＝４）≦Ｎー１
（＝３）となり（ステップＳＴ１９２６、ノー）、ディ
スク番号２、４、１１間でｘｏｒ演算が行なわれたブロ
ック番号１０００の読取データが作業バッファ１からブ
ロックバッファ２に転送される（ステップＳＴ１９３
２）。このブロックバッファ２の内容が、エラーの起き
たグループ２／ディスク番号３／ブロック番号１０００
の復元ブロックデータとなる。

【００８２】なお、たとえば図４（ａ）のグループ３の
ディスク番号５の光ディスク２８でエラーが発生したと
きは、その復元処理には５枚のディスク（ディスク番号
６、７、８、９、１２）が必要となる。この場合、図１
の構成では光ディスクドライブは４台しかないので、こ
の５枚のディスクのうち少なくとも１枚についてはディ
スク交換が必要になる。このディスク交換は、図７のデ
ィスク装填処理と同様な処理により、図８のステップＳ
Ｔ１９１２において行なわれる。この際、交換されたデ
ィスクの該当ブロックデータは、５つの作業バッファＬ
（この場合はＬ＝１〜５）に残っているので、復元処理
に差しつかえはない。

【００８３】図１０および図１１は、図５中の書込処理
の内容を説明するフローチャートである。例えば図４
（ａ）のグループ２／ディスク番号２の光ディスク２８
のブロック番号１０００に所定のデータを書き込む場合
を想定する。この場合、図４（ａ）のグループ管理テー
ブルから、書込用光ディスク２８のディスク番号２と、
書込を行なうブロック位置を示すブロック番号１０００
と、書込用ブロックデータが既に格納されているバッフ
ァ、たとえばブロックバッファ２が指定される。

【００８４】こうして書込用光ディスク２８のディスク
番号２が指定されると、図４（ａ）のグループ管理テー
ブルを参照することにより、このディスク番号２の光デ
ィスク２８のグループ２に属するパリティ用ディスクの
ディスク番号１１が求められる（ステップＳＴ２４
０）。

【００８５】続いて、図７で説明したディスク装填処理
により、データディスク番号２およびパリティディスク
番号１１の光ディスク２８それぞれについて、光ディス
クドライブ２０１〜２０４のいずれかへのディスク装填
が行なわれる（ステップＳＴ２４２）。

【００８６】データディスク番号２およびパリティディ
スク番号１１のディスクそれぞれの光ディスクドライブ
（２０１〜２０４中の２台）への装填が済むと、装填さ
れたディスク番号２のデータディスク２８のブロック番
号１０００からそこに記録されているブロックデータが
読み出され、それが作業バッファ１に格納される（ステ
ップＳＴ２４４）。

【００８７】ディスク番号２の光ディスク２８のブロッ
ク番号１０００からのデータ読取時にエラーが発生した
場合は（ステップＳＴ２４６、イエス）、エラーとなり
書込処理は終了される。

【００８８】このデータ読取が正常に済めば（ステップ
ＳＴ２４６、ノー）、装填されたディスク番号１１のパ
リティディスク２８のブロック番号１０００からそこに
記録されているブロックデータが読み出され、それが作
業バッファ２に格納される（ステップＳＴ２４８）。

【００８９】ディスク番号１１の光ディスク２８のブロ
ック番号１０００からのデータ読取時にエラーが発生し
た場合は（ステップＳＴ２５０、イエス）、エラーとな
り書込処理は終了される。

【００９０】このデータ読取が正常に済めば（ステップ
ＳＴ２５０、ノー）、ブロックバッファ２内のブロック
データ（書込データ）と作業バッファ１内のブロックデ
ータ（ディスク番号２／ブロック番号１０００の読取デ
ータ）とのｘｏｒ演算が行なわれ、その演算結果が作業
バッファ３に格納される（ステップＳＴ２５２）。

【００９１】続いて、作業バッファ３内のブロックデー
タ（ステップＳＴ２５２で得られた演算結果）と作業バ
ッファ２内のブロックデータ（ディスク番号１１／ブロ
ック番号１０００のパリティデータ）とのｘｏｒ演算が
行なわれ、その演算結果（新たなパリティデータ）が作
業バッファ４に格納される（ステップＳＴ２５４）。

【００９２】こうして新たなパリティデータが作業バッ
ファ４に得られたあと、ブロックバッファ２内の書込用
ブロックデータがディスク番号２のデータ用光ディスク
２８のブロック番号１０００に書き込まれ（ステップＳ
Ｔ２５６）、作業バッファ４内の新たなパリティデータ
がディスク番号１１のパリティ用光ディスク２８のブロ
ック番号１０００に書き込まれる（ステップＳＴ２５
８）。

【００９３】このあと図４（ｃ）に示すようなドライブ
管理テーブルが参照される。そして、ディスク番号２の
データ用光ディスク２８が装填された光ディスクドライ
ブ（たとえば２０２）のドライブ番号（たとえば２）に
該当するアクセス回数欄に「１」が加算され（ステップ
ＳＴ２６０）、ディスク番号１１のパリティ用光ディス
ク２８が装填された光ディスクドライブ（たとえば２０
４）のドライブ番号（たとえば４）に該当するアクセス
回数欄に「１」が加算される（ステップＳＴ２６０）。

【００９４】こうして、パリティデータの書き換え処理
を伴うデータ書込処理が完了する。図１２ないし図１４
は、図５中のグループ再編成処理（ディスク単位の処
理）の内容を説明するフローチャートである。

【００９５】図１６は、図１のディスクアレイ装置があ
る程度稼働したあとに得られるグループ管理テーブルお
よびディスク管理テーブルの例を示す。図１７は、図１
６のディスク管理テーブルに記録された各ディスクのア
クセス回数をその多さ順にソートし並べ変えた場合と、
この並べ換え結果に基づき変更されたグループ管理テー
ブルの例を示す。

【００９６】図１２において、まず図１６（ｂ）のディ
スク管理テーブルがメモリ１４に読み込まれ、データ用
ディスクであるディスク番号１〜９について、過去にお
けるアクセス回数の大きい順にソートが行なわれる（ス
テップＳＴ３００）。このソートの結果、図１６（ｂ）
のディスク管理テーブル内容は、図１７（ｂ）に示すよ
うに変化する。

【００９７】すなわち、アクセス頻度の高い（９００
回）ディスク（ディスク番号４）ほどセル部２４の出入
口に近いセル（セル番号１）に収納して、光ディスクド
ライブ２０１〜２０４とセル部２４との間のディスク移
動時間が短くなるように工夫する。一方、アクセス頻度
の低いディスクについては、そのディスク装填処理に多
少時間がかかっても全体的にみれば装置の稼働効率（処
理時間の短縮化）への影響は少ない。したがってこのよ
うなアクセス頻度の低い（５回）ディスク（ディスク番
号９）は、セル部２４の出入口から遠いセル（セル番号
９）に収納される。

【００９８】また、アクセス頻度の高い（９００回）デ
ィスク（ディスク番号４）は、エラーが生じた場合の復
元処理を高速化するために、ディスク構成数の少ないグ
ループ１に割り当てられる（ステップＳＴ３０２）。

【００９９】アクセス頻度が中程度のディスクについて
は、装置全体の稼働率に対するその復元処理所要時間の
影響が比較的少ない。したがってアクセス頻度が中程度
の（１５０回〜５００回）ディスク（ディスク番号２、
１、７）は、ディスク構成数が中位のグループ２に割り
当てられる（ステップＳＴ３０４）。

【０１００】一方、アクセス頻度の低いディスクについ
ては、その復元処理に多少時間がかかっても全体的にみ
れば装置の稼働効率（処理時間の短縮化）への影響はさ
して大きくはならない。したがってアクセス頻度の相対
的に低い（５回〜１００回）ディスク（ディスク番号
３、５、６、８、９）は、ディスク構成数の多いグルー
プ３に割り当てられる（ステップＳＴ３０６）。

【０１０１】すると、図１６（ａ）のグループ管理テー
ブルは、図１７（ａ）のように変更される。こうしてグ
ループ管理テーブルの内容変更（ディスク単位のグルー
プ再編成）が済むと、光ディスクドライブ２０１〜２０
４内の全ての光ディスク２８が取り外される。取り外さ
れた光ディスク２８は、図１７（ｂ）のディスク管理テ
ーブルの内容にしたがって、所定のセル番号の位置に格
納される（ステップＳＴ３０８）。

【０１０２】上述のようにグループ管理テーブルの内容
が変更されると、各グループのパリティ用ディスク（デ
ィスク番号１０〜１２）の内容も修正しなければならな
くなる。この修正は、図１３、図１４のフローチャート
に示すようにして行なわれる。

【０１０３】すなわち、まずグループ番号１のパリティ
データ書き換えのために、グループ番号パラメータＧに
「１」がセットされる（ステップＳＴ３１０）。次にグ
ループＧ（グループ１）のパリティ用ディスク（ディス
ク番号１０）をドライブ番号１の光ディスクドライブ２
０１に装填し、装填されたパリティ用ディスクの全ブロ
ックにデータ「０」を書込んで、ディスク番号１０のパ
リティ用ディスクをクリアする（ステップＳＴ３１
２）。

【０１０４】次にグループＧ（＝１）のディスクパラメ
ータＩに「１」がセットされる（ステップＳＴ３１
４）。（このディスクパラメータＩは、図１７（ａ）の
ディスク番号欄に示されるように、１〜５のいずれかの
値をとる。）すると、グループＧ（＝１）のディスクパ
ラメータＩ（＝１）のディスク、すなわちディスク番号
４のデータ用ディスクがドライブ番号２の光ディスクド
ライブ２０２に装填される（ステップＳＴ３１６）。

【０１０５】次に、ドライブ番号１、２のドライブ２０
１、２０２にそれぞれ装填されたパリティ用ディスクお
よびデータ用ディスクについて、これらのディスクのブ
ロック番号を示すブロックパラメータＢに「１」がセッ
トされる（ステップＳＴ３１８）。

【０１０６】このあと、ドライブ２０１に装填されたパ
リティ用ディスクのブロック番号１（＝Ｂ）からブロッ
クデータ（この時点では全て０）が読み出されそれが作
業バッファ１に格納される。また、ドライブ２０２に装
填されたデータ用ディスクのブロック番号１（＝Ｂ）か
らブロックデータ（ディスク番号４のディスクのブロッ
ク１の内容）が読み出されそれが作業バッファ２に格納
される（ステップＳＴ３２０）。

【０１０７】次に、作業バッファ１内のブロックデータ
（ディスク番号１０のパリティ用ディスク２８のブロッ
ク番号１の読取データ）と作業バッファ２内のブロック
データ（ディスク番号４のデータ用ディスク２８のブロ
ック番号１の読取データ）とのｘｏｒ演算が行なわれ、
その演算結果が作業バッファ１に格納される（ステップ
ＳＴ３２２）。こうして得られた作業バッファ１の内容
が、パリティ用ディスク（ディスク番号１０）のブロッ
ク番号１（＝Ｂ）に書き込まれる（ステップＳＴ３２
４）。

【０１０８】このあとブロック番号Ｂが１つインクリメ
ントされ（ステップＳＴ３２６）、インクリメント後の
ブロック番号Ｂ（＝２）と光ディスク２８のトータルブ
ロック数ＴＢ（たとえば１万ブロック）と比較される
（ステップＳＴ３２８）。ここではＢ≦ＴＢであるので
（ステップＳＴ３２８、イエス）、ブロック番号２のブ
ロックデータについて、ステップＳＴ３２０〜ステップ
ＳＴ３２４のパリティデータ書込処理が行なわれ、ブロ
ック番号Ｂがさらに１つインクリメントされる（ステッ
プＳＴ３２６）。

【０１０９】上記パリティデータ書込処理が光ディスク
２８のトータルブロック数ＴＢ分反復されたあとは（ス
テップＳＴ３２８、ノー）、データ用ディスク（ディス
ク番号４）がドライブ２０２から取り外され、セル部２
４の該当スロット（図１７（ｂ）の例ではセル番号１の
位置）に戻される（ステップＳＴ３３０）。

【０１１０】こうしてグループ１、ディスク番号４のデ
ィスクについてのパリティデータ書込が済むと、このグ
ループＧ（＝１）のディスクパラメータＩが１つインク
リメントされる（ステップＳＴ３３２）。

【０１１１】ここで、グループＢ（＝１）のディスク構
成数Ｎ（＝２）から１を引いた数Ｎー１（＝１）（すな
わちそのグループの全ディスク数からパリティ用ディス
クの１枚分を引いた数）と、ステップＳＴ３３２でイン
クリメントされたグループＧ（＝１）のディスクパラメ
ータＩ（＝２）とが比較される（ステップＳＴ３３
４）。

【０１１２】Ｉ（＝２）≦Ｎー１（＝１）ではないので
（ステップＳＴ３３４、ノー）、ドライブ２０１内のパ
リティ用ディスク（ディスク番号１０）はセル部２４の
セル番号１０のスロット位置に戻され（ステップＳＴ３
３６）、グループパラメータＧが１つインクリメントさ
れる（ステップＳＴ３３８）。このインクリメントによ
りＧ＝２となる。

【０１１３】ここでグループパラメータＧ（＝２）とグ
ループの最大数（＝３）とが比較される（ステップＳＴ
３４０）。Ｇ（＝２）≦３なので（ステップＳＴ３４
０、イエス）、ディスク構成数４のグループ２のパリテ
ィ用ディスク（ディスク番号１１）およびデータ用ディ
スク（ディスク番号２、１、７）について、ステップＳ
Ｔ３１２〜ステップＳＴ３３６の処理が再度実行され
る。

【０１１４】このあとステップＳＴ３３８で再インクリ
メントされたグループパラメータＧ（＝３）とグループ
の最大数（＝３）とが比較される（ステップＳＴ３４
０）。Ｇ（＝３）≦３なので（ステップＳＴ３４０、イ
エス）、ディスク構成数６のグループ３のパリティ用デ
ィスク（ディスク番号１２）およびデータ用ディスク
（ディスク番号３、５、６、８、９）について、ステッ
プＳＴ３１２〜ステップＳＴ３３６の処理が再度実行さ
れる。

【０１１５】こうして、グループ再編成に伴うパリティ
データ（エラー修復用冗長データ）の書き換えが完了す
る。この場合、ドライブ管理テーブル中のディスク番号
は、図１７（ｂ）に示すディスク管理テーブルの内容に
したがって上から順に４ドライブ分選択され、たとえば
図１７（ｃ）に示すように設定される。

【０１１６】このあとステップＳＴ３３８で再インクリ
メントされたグループパラメータＧ（＝４）とグループ
の最大数（＝３）とが比較される（ステップＳＴ３４
０）。今度はＧ（＝４）≦３ではないので（ステップＳ
Ｔ３４０、ノー）、図１７（ｃ）のドライブ管理テーブ
ルの内容にしたがって、ドライブ番号１〜４の光ディス
クドライブ２０１〜２０４に、ディスク番号４、２、
１、７の光ディスク２８が装填される（ステップＳＴ３
４２）。こうして、グループ再編成処理は終了する。

【０１１７】ここで、図１のセル部２４のどのスロット
（セル番号１〜１２）にディスク２８があっても、同じ
速さでそのディスク２８を所定の光ディスクドライブに
装填できるようにアクセサ２６が構成されているなら
ば、図１７（ｂ）に示すようなセル番号に対するディス
ク番号の並べ変えをする必要はない。この場合は、図１
７（ａ）、図１７（ｂ）の各テーブルは、図１８
（ａ）、図１８（ｂ）に示すようになる。

【０１１８】なお、グループ再編成処理完了後は、ディ
スク管理テーブル中の各ディスク番号のアクセス回数の
欄は全て０にリセットされ、それ以前のアクセス回数デ
ータは、累積アクセス回数の欄に加算される。図１８
（ｂ）はこの場合の状態を例示している。

【０１１９】ところで、図１２〜図１４のグループ再編
成処理は大量のデータ演算処理を伴うので処理に時間が
かかる（とくに図１３のステップＳＴ３２０〜ステップ
ＳＴ３２８）。したがって、図１の装置の使用頻度が少
ない夜間あるいは装置の稼働が停止している祝祭日にお
いて、外部機器（ホストコンピュータ）からＬＡＮ回線
３０を介して指令することにより、このグループ再編成
処理を行なうようにするとよい。

【０１２０】図１９は、グループ管理テーブルで管理さ
れるディスクグループを構成するディスク数がどのよう
にして決定されるのか説明するフローチャートである。
まず図１６（ｂ）に示すようなディスク管理テーブルが
メモリ１４に読み込まれ、データ用ディスクであるディ
スク番号１〜９について、過去におけるアクセス回数の
大きい順にソートが行なわれる（ステップＳＴ１０
０）。このソートの結果、図１６（ｂ）のディスク管理
テーブル内容は、図１７（ｂ）に示すように変化する。

【０１２１】次に、ソートされた順番に各ディスクにパ
ラメータＩをつけ、初期値として１を代入する（ステッ
プＳＴ１０２）。また３個のグループに対応してパラメ
ータＧをつけ、初期値として１を代入する（ステップＳ
Ｔ１０４）。さらにアクセス回数の累計を記憶するパラ
メータＳに初期値として０を代入する（ステップＳＴ１
０６）。そして一時変数記憶パラメータＫに１を代入す
る（ステップＳＴ１０７）。

【０１２２】次に、ソートされた１番目のディスク（こ
の例ではディスク番号４）に対するアクセス回数（９０
０回）をパラメータＳに加える（ステップＳＴ１０
８）。その後、パラメータＩが１つインクリメントされ
（ステップＳＴ１１０）、パラメータＳの値が全ディス
クの合計アクセス回数（２０５２回）のたとえば４３％
（８８２回）以上かどうかがチェックされる（ステップ
ＳＴ１１２）。（この４３％という値は、図１の装置の
運用結果から実験的に決められる。）ここではＳ（＝９
００）≧全アクセス数の４３％（＝８８２）であるので
（ステップＳＴ１１２、イエス）、グループ番号Ｇ（＝
１）のディスク構成数はＩ（＝２）ーＫ（＝１）＋１
（パリティディスク１枚分）で与えられ、この場合はデ
ィスク構成数が２となる（ステップＳＴ１１４）。

【０１２３】こうして、図１７（ａ）に示すようなグル
ープ管理テーブルにおけるグループ番号１のディスク構
成数が、２と決定される。この後、パラメータＳに０が
代入され（ステップＳＴ１１６）、パラメータＫに現在
のパラメータＩの値が代入され（ステップＳＴ１１
７）、そしてパラメータＧが１つインクリメントされる
（ステップＳＴ１１８）。

【０１２４】そして、パラメータＧが２以下かどうかチ
ェックされる（ステップＳＴ１２０）。ここではＧ＝２
であるからステップＳＴ１０８に戻り、パラメータＳが
Ｉ番目のディスクに対するアクセス回数分増加される
（ステップＳＴ１０８）。

【０１２５】ステップＳＴ１１０においてパラメータＩ
が４になった時点でパラメータＳ（＝９５０）が全アク
セス回数の４３％（＝８８２）以上となると、グループ
２のディスク構成数はＩ（＝４）ーＫ（＝１）＋１＝４
と決定される（ステップＳＴ１１４）。

【０１２６】このあとステップ１１８でパラメータＧが
１つインクリメントされＧ＝３になると（ステップＳＴ
１２０、ノー）、データ用ディスクの総数（＝１２）か
らグループ１およびグループ２のディスク構成数の和
（＝６）を差し引いたディスク残り枚数（＝６）が、グ
ループ３のディスク構成数として決定される。

【０１２７】次に、この発明が適用される場合と適用さ
れない場合とでどの程度速度差が生じるのかの例を示
す。図２０はこの発明が適用されない場合のディスクア
レイ装置におけるディスク装填回数の例を示す。この例
では、データ用に９枚の光ディスク２８を使用し、パリ
ティ用に３枚の光ディスク２８を使用し、これら１２枚
の光ディスク２８を３つのグループに分割し、各グルー
プを３枚のデータ用ディスクと１枚のパリティ用ディス
クで構成した場合を仮定している。

【０１２８】一方、図２１はこの発明の一実施例に係る
ディスクアレイ装置におけるディスク装填回数の例を示
す。この例では、図４（ａ）その他に示すように、デー
タ用に９枚の光ディスク２８を使用し、パリティ用に３
枚の光ディスク２８を使用し、これら１２枚の光ディス
ク２８を３つのグループに分割し、アクセス頻度の高い
順に、第１のグループを１枚のデータ用ディスクと１枚
のパリティ用ディスクで構成し、第２のグループを３枚
のデータ用ディスクと１枚のパリティ用ディスクで構成
し、第３のグループを５枚のデータ用ディスクと１枚の
パリティ用ディスクで構成した場合を仮定している。

【０１２９】上記仮定の下において、使用ディスクドラ
イブを１台とし、アクセス内容を読出処理のみとし、読
出時のエラー発生率を１０％とし、外部機器（ホストコ
ンピュータ）から読出コマンドが１００回ＬＡＮ回線３
０経由で与えられた場合を想定する。

【０１３０】なお、図２０、図２１においてコマンドア
クセス回数は外部機器からの１００回のコマンドアクセ
スが各光ディスクにどのように分散されたかを示してお
り、これは図２０と図２１との間で同じにしてある。

【０１３１】復元アクセス回数は読出エラー時に復元の
ためにディスクがアクセスされる回数を示す。たとえば
ディスク番号１の光ディスクには８０回の読出アクセス
があるが、エラー発生率を１０％と仮定しているので、
８回のエラーが発生することになる。この場合、グルー
プ１内のエラー発生ディスク以外のディスクとグループ
１のパリティディスクはそれぞれ８回アクセスされる。

【０１３２】すると、図２０の例では、ディスク番号１
のディスクが復元処理のためにアクセスされる回数は、
グループ１内のディスク番号２および３のディスクのア
クセスエラー発生時の回数、すなわち（７回＋５回）の
１０％で平均１．２回となるこれに対し、図２１の本願
実施例の場合では、グループ１内にディスク番号２およ
び３のディスクが存在しないので、図２０の例のような
平均１．２回のディスクアクセスは生じない。

【０１３３】図２０および図２１双方の復元処理アクセ
ス回数の合計を比較すると、図２０の例では３０回もあ
るのに、図２１の本願実施例では１５．２回と半減して
いる。これは、よりアクセス頻度の高いディスク（ディ
スク番号１）をよりディスク構成数の少ないグループ
（グループ１）に割り当てたことによる効果である。

【０１３４】図２０において、アクセス比率は、コマン
ドアクセス回数の合計（１００回）と復元処理アクセス
回数の合計（３０回）との和（１３０回）で、各ディス
ク毎のコマンドアクセス回数と復元処理アクセス回数と
の和（ディスク番号１では８０＋１．２＝８１．２）を
割ったものである。また図２１において、アクセス比率
は、コマンドアクセス回数の合計（１００回）と復元処
理アクセス回数の合計（１５．２回）との和（１１５．
２回）で、各ディスク毎のコマンドアクセス回数と復元
処理アクセス回数との和（ディスク番号１では８０＋０
＝８０）を割ったものである。

【０１３５】また、ディスク装填回数は、各ディスクが
ドライブに装填される回数であり、ディスクへのアクセ
ス回数の合計とアクセス比率とから求められる。すなわ
ち、ディスク装填回数＝（それ以前に異なるディスクが
アクセスされる確率）＊（アクセス回数）＝（１ーアク
セス比率）＊アクセス回数となる。

【０１３６】図２０の例と図２１の例を比較すると、デ
ィスク装填回数は図２０が７５．４回もあるのに対し、
図２１の本願実施例では５８．１回で済んでいる。つま
り、本願実施例によりディスク装填回数を２５％も低減
できることになる。これも、よりアクセス頻度の高いデ
ィスク（ディスク番号１）をよりディスク構成数の少な
いグループ（グループ１）に割り当てたことによる効果
である。

【０１３７】上記図２０、図２１の比較例はディスクド
ライブが１台の場合を想定したが、ドライブ台数が２台
以上あっても、同様な効果が得られる。図１２〜図１４
ではディスク単位でのグループ再編成を説明したが、こ
のグループ再編成は１枚のディスク中のブロックを単位
として行なうこともできる。

【０１３８】このブロック単位のグループ再編成で参照
されるディスクブロック管理テーブルは、図２４および
図２５に示すように構成される。この管理テーブルにお
いては、各ブロックに対して、セル番号、アクセス回
数、累積アクセス回数、実際の光ディスク２８との対応
を管理する物理ディスク番号と、物理ブロック番号とが
用意されている。

【０１３９】たとえばＬＡＮ回線３０を介して外部機器
から送られてくるコマンドによりデータアクセスを行な
う場合、このディスクブロック管理テーブルを参照する
ことにより、実際にアクセスする光ディスク２８が決定
される。

【０１４０】なお、ブロック単位のグループ再編成処理
で用いられるグループ管理テーブルおよびドライブ管理
テーブルは図４（ａ）および図４（ｃ）と同様な構成で
よいが、図４（ａ）および図４（ｃ）におけるディスク
番号はブロック単位のグループ再編成処理では全て物理
ディスク番号となる。

【０１４１】図２２は、図５中のグループ再編成処理を
各ディスクのブロック単位で行なう場合を説明するフロ
ーチャートである。まず、図２４のディスクブロック管
理テーブルの行を示すパラメータｉに「１」をセットし
（ステップＳＴ４００）、同じくこのテーブルの行を示
すパラメータｊに「ｙ」をセットする（ステップＳＴ４
０２）。ここでセットされるｙは、ディスクブロック管
理テーブルの総行数（たとえば９０００）を示す。

【０１４２】次に図２４のテーブルを参照して、ｊ行
（＝ｙ）のディスク番号９／ブロック番号１０００のア
クセス回数（１５回）と（ｊー１）行（＝ｙー１）のア
クセス回数とを比較する（ステップＳＴ４０４）。（ｊ
ー１）行の方がアクセス回数が大きいならば（ステップ
ＳＴ４０４、イエス）、ｊ行と（ｊー１）行とのブロッ
ク入れ替え処理が行なわれる（ステップＳＴ４０６）。
このブロック入れ替え処理については図２３を参照して
後述する。

【０１４３】ｊ行のアクセス回数が（ｊー１）行の方が
アクセス回数以上であれば（ステップＳＴ４０４、ノ
ー）、ブロック入れ替えは行なわず、パラメータｊが１
つデクリメントされる（ステップＳＴ４０８）。

【０１４４】デクリメント後のｊがｉ＋１（ここでは
２）より大きいときは（ステップＳＴ４１０、イエ
ス）、再びｊ行のアクセス回数と（ｊー１）行のアクセ
ス回数とが比較され（ステップＳＴ４０４）、（ｊー
１）行の方がアクセス回数が大きいならば（ステップＳ
Ｔ４０４、イエス）、ｊ行と（ｊー１）行とのブロック
入れ替え処理が行なわれる（ステップＳＴ４０６）。こ
のあとパラメータｊが再び１つデクリメントされ（ステ
ップＳＴ４０８）、デクリメント後のｊがｉ＋１（ここ
では２）と比較される（ステップＳＴ４１０）。

【０１４５】ステップＳＴ４０４の比較がイエスである
場合のステップＳＴ４０６のブロック入れ替え処理は、
パラメータｊがｉ＋１未満になるまで（ステップＳＴ４
１０、ノー）反復される。

【０１４６】このあとパラメータｉが１つインクリメン
トされ（ステップＳＴ４１２）、インクリメント後のｉ
が（ｙー１）以下の間（ステップＳＴ４１４、イエ
ス）、ステップＳＴ４０２〜ステップＳＴ４１２の処理
が反復される。

【０１４７】パラメータｉがｙまでインクリメントされ
ると（ステップＳＴ４１４、ノー）、図２４のテーブル
内の全ての行に対して、「累積アクセス回数＝アクセス
回数＋累積アクセス回数」なる演算が行なわれその結果
が書き込まれる（ステップＳＴ４１６）。このあと、図
１３を参照して説明したと同様なパリティディスクの書
き換え処理が行なわれ（ステップＳＴ４１８）、図２２
の処理が終了する。

【０１４８】図２２中のステップＳＴ４００〜ステップ
ＳＴ４１６のソート処理の結果、図２４に示すディスク
ブロック管理テーブルは図２５のように書き換えられ
る。このソート処理は、公知のアルゴリズム（たとえば
バブルソート法）で実現できる。

【０１４９】図２３は、図２２中のブロック入れ替え処
理を説明するフローチャートである。まず、図２４のデ
ィスクブロック管理テーブルのｉ行目とｊ行目の物理デ
ィスク番号に対応する光ディスク２８を光ディスクドラ
イブ２０１〜２０４のいずれか２台に装填する処理が行
なわれる（ステップＳＴ４０６０）。

【０１５０】次に、ｉ行目に対応する物理ディスクの装
填されたある光ディスクドライブから、ｉ行目の物理ブ
ロック番号で示されるブロックデータが読み出され、そ
れが作業バッファ１に格納される（ステップＳＴ４０６
２）。

【０１５１】続いて、ｊ行目に対応する物理ディスクの
装填された他の光ディスクドライブから、ｊ行目の物理
ブロック番号で示されるブロックデータが読み出され、
それが作業バッファ２に格納される（ステップＳＴ４０
６４）。

【０１５２】このあと、作業バッファ１に格納されたブ
ロックデータが、ｊ行目に対応する物理ディスクの装填
された光ディスクドライブの該当物理ブロック番号の箇
所に書き込まれる（ステップＳＴ４０６６）。

【０１５３】続いて、作業バッファ２に格納されたブロ
ックデータが、ｉ行目に対応する物理ディスクの装填さ
れた光ディスクドライブの該当物理ブロック番号の箇所
に書き込まれる（ステップＳＴ４０６８）。

【０１５４】最後に、ディスクブロック管理テーブル内
の「ディスク番号」から「累積アクセス回数」までの５
項目に関し、ｉ行目のデータとｊ行目のデータが交換さ
れ（ステップＳＴ４０７０）、ブロック入れ替え処理が
完了する。

【０１５５】図２４は、図２２のブロック単位グループ
再編成処理を行なう前のディスクブロック管理テーブル
の一例を示しており、また図２５は図２２のブロック単
位グループ再編成処理を行なった後のディスクブロック
管理テーブルを示している。

【０１５６】これらのディスクブロック管理テーブルで
は、アクセス回数の多い順に各ディスクにまたがってブ
ロックデータが入れ替えられる。たとえば、アクセス回
数が最大であるディスク番号２でブロック番号２のブロ
ックデータの実際の格納位置が、物理ディスク番号２／
物理ブロック番号１から物理ディスク番号１／物理ブロ
ック番号１（図２５の先頭）に配置転換されている。

【０１５７】このようなブロックデータ格納位置の配置
転換が済んだあと、各ディスクグループ（１〜３）での
パリティデータを生成し、それらを各グループのパリテ
ィ用ディスクに書込み、処理を終了する。この場合は、
各グループを構成する物理ディスク番号は変更しない。

【０１５８】このように、アクセス回数（アクセス頻
度）に応じたブロック配置入れ替えをブロック単位で行
なえば、よりアクセス頻度の高いデータをディスク構成
数の少ないグループ（１）に集中させることができる。
このようにすれば、アクセス頻度の高いデータを持つ光
ディスクのディスク交換回数を最小限に押さえることが
できるし、そのディスクでエラーが発生した場合はディ
スク構成数が少ない（図４（ａ）では２枚）のでエラー
修復のための復元処理時間も最小限に押さえることがで
きる。

【０１５９】

【発明の効果】この発明によれば、アクセス頻度によっ
て各ディスク（または各ディスクの情報記録ブロック）
をグループ分割することで全体としては高速アクセスが
でき（複数グループに並列アクセスできるから）、同時
に信頼性が高く（各グループにパリティ用ディスクがあ
るのでデータ用ディスクにエラーが出てもエラー復元処
理ができるから）、かつ記憶容量が大きい（アクセス頻
度の小さいディスクグループではパリティ用ディスク容
量の相対比率を小さくするから）ディスクアレイ装置が
得られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】図１は、この発明の一実施例に係るディスクア
レイ装置の構成を示すブロック図。

【図２】図２は、パリティ用ディスクおよびデータ用デ
ィスクで構成されるディスクグループにおいて、パリテ
ィ用ディスクのブロックデータＤを生成する処理および
エラーの発生したデータ用ディスク１のブロックデータ
Ａを復元する処理を説明する図。

【図３】図３は、パリティデータの生成およびエラーの
出たデータの復元に用いられる排他的論理和演算の内容
を示す図。

【図４】図４は、図１のディスクアレイ装置で用いられ
るグループ管理テーブル、ディスク管理テーブル、およ
びドライブ管理テーブルの一例を示す図。

【図５】図５は、図１のディスクアレイ装置の全体的な
動作を説明するフローチャート。

【図６】図６は、図５中の読出処理の内容を説明するフ
ローチャート。

【図７】図７は、ディスク装填処理の内容を説明するフ
ローチャート。

【図８】図８は、図６中の復元処理の内容の前半を説明
するフローチャート。

【図９】図９は、図６中の復元処理の内容の後半を説明
するフローチャート。

【図１０】図１０は、図５中の書込処理の内容の前半を
説明するフローチャート。

【図１１】図１１は、図５中の書込処理の内容の後半を
説明するフローチャート。

【図１２】図１２は、図５中のグループ再編成処理（デ
ィスク単位の処理）の内容の前半を説明するフローチャ
ート。

【図１３】図１３は、図５中のグループ再編成処理の内
容の中盤を説明するフローチャート。

【図１４】図１４は、図５中のグループ再編成処理の内
容の後半を説明するフローチャート。

【図１５】図１５は、図１のディスクアレイ装置で用い
られるドライブ管理テーブルの他例を示す図。

【図１６】図１６は、図１のディスクアレイ装置で用い
られるグループ管理テーブルおよびディスク管理テーブ
ルの他例を示す図。

【図１７】図１７は、図１のディスクアレイ装置で用い
られるグループ管理テーブル、ディスク管理テーブル、
およびドライブ管理テーブルのさらに他の例を示す図。

【図１８】図１８は、図１のディスクアレイ装置で用い
られるグループ管理テーブルおよびディスク管理テーブ
ルのさらに他の例を示す図。

【図１９】図１９は、グループ管理テーブルで管理され
るディスクグループを構成するディスク数を決定する処
理を説明するフローチャート。

【図２０】図２０は、この発明が適用されない場合のデ
ィスクアレイ装置におけるディスク装填回数を例示する
図。

【図２１】図２１は、この発明の一実施例に係るディス
クアレイ装置におけるディスク装填回数を例示する図。

【図２２】図２２は、図５中のグループ再編成処理を各
ディスクのブロック単位で行なう場合を説明するフロー
チャート。

【図２３】図２３は、図２２中のブロック入れ替え処理
を説明するフローチャート。

【図２４】図２４は、図２２のブロック単位グループ再
編成処理を行なう前のディスクブロック管理テーブルの
一例を示す図。

【図２５】図２５は、図２２のブロック単位グループ再
編成処理を行なった後のディスクブロック管理テーブル
を示す図。

【符号の説明】

１０…システムバス、１２…ＣＰＵ（マイクロコンピュ
ータ）、１４…メモリ、１４０…ブロックバッファ／作
業バッファ、１６…ＨＤＤ（ハードディスクドライ
ブ）、１８…通信制御部（ＬＡＮターミナル）、２０…
ドライブ制御部、２０１〜２０４…光ディスクドライブ
（情報読書部）、２２…アクセサ制御部、２４…セル部
（情報記録媒体格納部）、２６…アクセサ（搬送部）、
２８…光ディスク（情報記録媒体）、３０…ＬＡＮ通信
回線。

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のデータ用ディスクおよび複数のパ
   リティ用ディスクを含む複数の情報記録媒体を着脱可能
   に格納する格納部と、これらの情報記録媒体に対してデ
   ータの読み書きを行なう複数の情報読書部と、前記情報
   記録媒体を前記格納部または前記情報読書部に適宜搬送
   する搬送部とを持つものにおいて、 前記データ用ディスクおよび前記パリティ用ディスクで
   各々が構成される複数のグループについて、各グループ
   とそのグループの構成ディスクとの対応関係を特定する
   グループ管理情報を格納するグループ管理部と；前記グ
   ループ内のパリティ用ディスクに、同じグループ内のデ
   ータ用ディスクに記録されたデータに関する冗長データ
   を書き込む手段と；前記情報記録媒体を構成する複数デ
   ィスク各々とこれらのディスクへのアクセス回数との対
   応関係を特定するディスク管理情報を格納するディスク
   管理部と；前記ディスク管理情報からアクセス回数の多
   いディスクを検出し、前記グループ管理情報から構成デ
   ィスク数の少ないグループを特定し、検出されたアクセ
   ス回数の多いディスクを特定された構成ディスク数の少
   ないグループに割り当てる手段とを具備したことを特徴
   とするディスクアレイ装置。
2. 【請求項２】前記ディスク管理情報からアクセス回数の
   少ないディスクを検出し、前記グループ管理情報から構
   成ディスク数の多いグループを特定し、検出されたアク
   セス回数の少ないディスクを特定された構成ディスク数
   の多いグループに割り当てる手段をさらに具備したこと
   を特徴とする請求項１に記載のディスクアレイ装置。
3. 【請求項３】 複数の情報記録ブロックを持つデータ用
   ディスクおよび複数の情報記録ブロックを持つパリティ
   用ディスクで構成される複数の情報記録媒体に対してデ
   ータの読み書きを行なうものにおいて、 前記パリティ用ディスクに、前記データ用ディスクに記
   録されたデータに関する冗長データを、これらのディス
   クの情報記録ブロック毎に書き込む手段と；前記データ
   用ディスクの情報記録ブロック各々へのアクセス回数を
   記録するディスクブロック管理部と；前記ディスクブロ
   ック管理部からアクセス回数の多いブロックを検出し、
   検出されたアクセス回数の多いブロックをまとめて単一
   のディスクに割り当てる手段とを具備したことを特徴と
   するディスクアレイ装置。