JPH08171463A - ディスクアレイ装置におけるデータ読み出し方法およびディスクアレイ装置 - Google Patents
ディスクアレイ装置におけるデータ読み出し方法およびディスクアレイ装置Info
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- JPH08171463A JPH08171463A JP6316197A JP31619794A JPH08171463A JP H08171463 A JPH08171463 A JP H08171463A JP 6316197 A JP6316197 A JP 6316197A JP 31619794 A JP31619794 A JP 31619794A JP H08171463 A JPH08171463 A JP H08171463A
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- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
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- G—PHYSICS
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- General Physics & Mathematics (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】ＲＡＩＤ（レベル３）のディスクアレイシステ
ムにおいて、データの読み出し時間を減少させる。 【構成】 マイクロプロセッサ６は、ＣＰＵ１からの読
み出し要求に応答して、読み出すべきデータを構成する
複数（ｎ）のサブデータとそれらに対する誤り訂正符号
の読み出しを複数のドライブ１３に指示し、パリティ生
成回路１０は、ドライブ選択部１１に一部のサブデータ
と上記誤り訂正符号が読み出された時点で、読み出され
た一部のサブデータと上記誤り訂正符号とから、まだ読
み出されていない他のサブデータをパリティ生成回路１
０を用いて回復する。マイクロプロセッサ６は、すでに
読み出された一部のサブデータと回復された他のサブデ
ータとを結合してＣＰＵ１に供給する。
ムにおいて、データの読み出し時間を減少させる。 【構成】 マイクロプロセッサ６は、ＣＰＵ１からの読
み出し要求に応答して、読み出すべきデータを構成する
複数（ｎ）のサブデータとそれらに対する誤り訂正符号
の読み出しを複数のドライブ１３に指示し、パリティ生
成回路１０は、ドライブ選択部１１に一部のサブデータ
と上記誤り訂正符号が読み出された時点で、読み出され
た一部のサブデータと上記誤り訂正符号とから、まだ読
み出されていない他のサブデータをパリティ生成回路１
０を用いて回復する。マイクロプロセッサ６は、すでに
読み出された一部のサブデータと回復された他のサブデ
ータとを結合してＣＰＵ１に供給する。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はディスクアレイ装置にお
けるデータの読み出し方法およびそれにて記載他ディス
クアレイ装置に関する。
けるデータの読み出し方法およびそれにて記載他ディス
クアレイ装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】現在のコンピュータシステムの２次記憶
装置には、不揮発な記憶媒体、例えば磁気記録媒体ある
いは光記録媒体が使用されたディスク記憶装置（以下ド
ライブと呼ぶ）が一般に使用される。その中でも、比較
的安価で、かつ、容量の小さなドライブを複数用いるデ
ィスクアレイが、大容量、低価格、かつ、高信頼性の点
で注目されている。
装置には、不揮発な記憶媒体、例えば磁気記録媒体ある
いは光記録媒体が使用されたディスク記憶装置（以下ド
ライブと呼ぶ）が一般に使用される。その中でも、比較
的安価で、かつ、容量の小さなドライブを複数用いるデ
ィスクアレイが、大容量、低価格、かつ、高信頼性の点
で注目されている。
【０００３】ディスクアレイでは、比較的安価な多数の
ドライブを使用することによりコスト低減を図る。さら
にこれらのドライブへのアクセスを並列に行なうことに
より、ＣＰＵとドライブの間のデータの転送時間を低減
している。さらに、障害回復のための情報をも記憶し、
いずれかのドライブに障害が発生したときに、そのドラ
イブのデータを、他のドライブのデータおよび障害回復
用の情報から回復する。これにより装置の信頼性の向上
を図っている。
ドライブを使用することによりコスト低減を図る。さら
にこれらのドライブへのアクセスを並列に行なうことに
より、ＣＰＵとドライブの間のデータの転送時間を低減
している。さらに、障害回復のための情報をも記憶し、
いずれかのドライブに障害が発生したときに、そのドラ
イブのデータを、他のドライブのデータおよび障害回復
用の情報から回復する。これにより装置の信頼性の向上
を図っている。
【０００４】例えば、D. Patterson, G. Gibson, and
R. H. Kartz,"A Case for RedundantArrays of Inexpen
sive Disks (RAID)", ACM SIGMOD Conference, Chicag
o, IL, (June 1988), pp.109-116（以下第１の従来技術
と呼ぶ）によれば、ＲＡＩＤレベル３のディスクアレイ
では、ＣＰＵから供給された一つの書き込み要求に付随
する書き込みデ−タを複数のサブデータに分割し、これ
らのサブデータからパリティデータを作成する。これら
のサブデータおよびパリティデータを互いに異なる複数
のドライブに並列に格納する。また、ＣＰＵからデータ
の読み出しが指示された場合は、そのデータを構成する
複数のサブデータを異なるドライブから並列に読み込
み、それらを結合してＣＰＵへ転送する。各サブデータ
およびパリティデータはにそれぞれのサブデータあるい
はパリティデータで決まるエラー訂正符号（ＥＣＣ）が
付加されて、それぞれ一つのドライブに格納される。こ
のため、ドライブからサブデータおよびパリティデータ
を読み出した際にこのＥＣＣをチェックすることでサブ
データおよびパリティデータのエラーの検出および訂正
が可能である。また、ＥＣＣで訂正できない程大きな範
囲でエラーが検出された場合は、ドライブに障害が発生
したと判断する。さらに、ドライブの障害については、
イニシエータから読み出し、または書き込み要求を発行
したときにドライブから応答が帰ってこない場合は、イ
ニシエータはドライブに障害が発生したと判断する。以
上のようにしてディスクアレイではドライブの障害の検
出を行なう。このような検出により、もし、いずれかの
ドライブに障害が発生したために、そのドライブに保持
されたサブデータを読み出せないときには、そのドライ
ブ以外のドライブから残りのサブデータとそのサブデー
タに対応するパリティデータを読み出し、これらのデー
タから読み出せなかったサブデータを回復し、すでに読
み出されたサブデータとこの回復されたサブデータを結
合し、結合の結果得られるデータをＣＰＵに供給する。
R. H. Kartz,"A Case for RedundantArrays of Inexpen
sive Disks (RAID)", ACM SIGMOD Conference, Chicag
o, IL, (June 1988), pp.109-116（以下第１の従来技術
と呼ぶ）によれば、ＲＡＩＤレベル３のディスクアレイ
では、ＣＰＵから供給された一つの書き込み要求に付随
する書き込みデ−タを複数のサブデータに分割し、これ
らのサブデータからパリティデータを作成する。これら
のサブデータおよびパリティデータを互いに異なる複数
のドライブに並列に格納する。また、ＣＰＵからデータ
の読み出しが指示された場合は、そのデータを構成する
複数のサブデータを異なるドライブから並列に読み込
み、それらを結合してＣＰＵへ転送する。各サブデータ
およびパリティデータはにそれぞれのサブデータあるい
はパリティデータで決まるエラー訂正符号（ＥＣＣ）が
付加されて、それぞれ一つのドライブに格納される。こ
のため、ドライブからサブデータおよびパリティデータ
を読み出した際にこのＥＣＣをチェックすることでサブ
データおよびパリティデータのエラーの検出および訂正
が可能である。また、ＥＣＣで訂正できない程大きな範
囲でエラーが検出された場合は、ドライブに障害が発生
したと判断する。さらに、ドライブの障害については、
イニシエータから読み出し、または書き込み要求を発行
したときにドライブから応答が帰ってこない場合は、イ
ニシエータはドライブに障害が発生したと判断する。以
上のようにしてディスクアレイではドライブの障害の検
出を行なう。このような検出により、もし、いずれかの
ドライブに障害が発生したために、そのドライブに保持
されたサブデータを読み出せないときには、そのドライ
ブ以外のドライブから残りのサブデータとそのサブデー
タに対応するパリティデータを読み出し、これらのデー
タから読み出せなかったサブデータを回復し、すでに読
み出されたサブデータとこの回復されたサブデータを結
合し、結合の結果得られるデータをＣＰＵに供給する。
【０００５】特開平４ー２２８１５３（以下第２の従来
技術と呼ぶ）では上記のようにコマンドエラーによりド
ライブの障害を検出すると他に、各ドライブから読み出
したサブデータからパリティデータを作成し、この作成
したパリティデータとドライブから読み出したパリティ
データとを比較することでドライブの障害を検出する方
法について開示している。
技術と呼ぶ）では上記のようにコマンドエラーによりド
ライブの障害を検出すると他に、各ドライブから読み出
したサブデータからパリティデータを作成し、この作成
したパリティデータとドライブから読み出したパリティ
データとを比較することでドライブの障害を検出する方
法について開示している。
【０００６】一般に、複数のデータとそれらから生成さ
れたパリティデータとの組を、パリティグループと呼ば
れる。一般には、パリティデータに代えて他の誤り訂正
符号を使用できる。その場合には、上記の組は、誤り訂
正データグループと呼ばれる。また、同一の誤り訂正デ
ータグループに属するデータを保持する複数のドライブ
の集合を論理グループとよぶ。
れたパリティデータとの組を、パリティグループと呼ば
れる。一般には、パリティデータに代えて他の誤り訂正
符号を使用できる。その場合には、上記の組は、誤り訂
正データグループと呼ばれる。また、同一の誤り訂正デ
ータグループに属するデータを保持する複数のドライブ
の集合を論理グループとよぶ。
【０００７】このように、従来のディスクアレイでは、
複数のドライブに対して並列にアクセスすることによ
り、データの読み出し時間を短縮している。
複数のドライブに対して並列にアクセスすることによ
り、データの読み出し時間を短縮している。
【０００８】なお、特開平２−５６０１９号（以下第３
の従来技術と呼ぶ）公報または特開平３−３０５９２８
（以下第４の従来技術と呼ぶ）には、上記ＲＡＩＤ３の
ディスクアレイとは異なり、ミラー型と呼ばれるディス
クアレイが開示されている。この装置では、ＣＰＵから
の書き込み要求の処理においては、ＣＰＵから供給され
たデータを、二つのドライブに並列に書き込む。ＣＰＵ
からの読み出し要求の処理においては、これらの二つの
ドライブを並列にアクセスして、この読み出し要求によ
り要求されたデータを並列に読み出す。これらのドライ
ブの内、一方から要求されたデータが他方より先に供給
された時点で、そのデータをＣＰＵに供給する。こうし
て、ドライブの回転による待ち時間を低減している。
の従来技術と呼ぶ）公報または特開平３−３０５９２８
（以下第４の従来技術と呼ぶ）には、上記ＲＡＩＤ３の
ディスクアレイとは異なり、ミラー型と呼ばれるディス
クアレイが開示されている。この装置では、ＣＰＵから
の書き込み要求の処理においては、ＣＰＵから供給され
たデータを、二つのドライブに並列に書き込む。ＣＰＵ
からの読み出し要求の処理においては、これらの二つの
ドライブを並列にアクセスして、この読み出し要求によ
り要求されたデータを並列に読み出す。これらのドライ
ブの内、一方から要求されたデータが他方より先に供給
された時点で、そのデータをＣＰＵに供給する。こうし
て、ドライブの回転による待ち時間を低減している。
【０００９】
【発明が解決しようとする課題】レベル３のディスクア
レイでは、ＣＰＵから転送された読み出し要求を処理す
る際、その要求で指定されたデータを構成する複数のサ
ブデータを全て読み出す必要がある。通常複数のドライ
ブは非同期に回転している。このため、これらのサブデ
ータの読み出し時間は、最も回転待ち時間の長いサブデ
ータの読み出し時間に支配される。このため、ＲＡＩＤ
３のディスクアレイでのデータの読み出しでは、ドライ
ブの数が増えると、最大１回転の待ち時間を要する場合
が確率的に増える。したがって、レベル３のディスクア
レイにおけるデータ読み出し時間を短縮することが望ま
しい。
レイでは、ＣＰＵから転送された読み出し要求を処理す
る際、その要求で指定されたデータを構成する複数のサ
ブデータを全て読み出す必要がある。通常複数のドライ
ブは非同期に回転している。このため、これらのサブデ
ータの読み出し時間は、最も回転待ち時間の長いサブデ
ータの読み出し時間に支配される。このため、ＲＡＩＤ
３のディスクアレイでのデータの読み出しでは、ドライ
ブの数が増えると、最大１回転の待ち時間を要する場合
が確率的に増える。したがって、レベル３のディスクア
レイにおけるデータ読み出し時間を短縮することが望ま
しい。
【００１０】なお、第３、第４の従来技術に示されたミ
ラー型のディスクアレイでは、同一データを２台のドラ
イブに保持するため、一つのドライブにデータを保持す
る場合よりもデータの読み出し時間を短縮される場合が
多く生じる。しかし、２台のドライブの回転待ち時間が
いずれも長い場合には、この方法によっても読み出し時
間は短縮されない。
ラー型のディスクアレイでは、同一データを２台のドラ
イブに保持するため、一つのドライブにデータを保持す
る場合よりもデータの読み出し時間を短縮される場合が
多く生じる。しかし、２台のドライブの回転待ち時間が
いずれも長い場合には、この方法によっても読み出し時
間は短縮されない。
【００１１】したがって、本発明の目的は、レベル３の
ディスクアレイにおけるデータ読み出し時間をより確実
に短縮可能なデータ読み出し方法およびそれに適したデ
ィスクアレイを提供することにある。
ディスクアレイにおけるデータ読み出し時間をより確実
に短縮可能なデータ読み出し方法およびそれに適したデ
ィスクアレイを提供することにある。
【００１２】
【課題を解決するための手段】このため、本発明による
データ読み出し方法では、上位装置から供給された書き
込みデータを、ＲＡＩＤ３に従って、分割し、得られた
複数のサブデータとそれらから生成した誤り訂正符号と
を、互いに異なるドライブに書き込み、後にその書き込
まれたデータの読み出しを上位装置から要求された場
合、これらのサブデータとともに上記誤り訂正符号の読
み出し要求を複数のドライブに対して発行し、一部のサ
ブデータが読み出されるより先に、上記誤り訂正符号が
読み出された場合、その時点で、すでに読み出された一
部のサブデータとその読み出された誤り訂正データとか
ら、読み出しが遅れているサブデータを回復し、回復さ
れたサブデータと既に読み出された一部のサブデータと
を結合して、読み出しデータを形成し、上位装置に供給
する。誤り訂正符号としては、例えば、ｎ個のサブデー
タの各１ビットに対応する１ビットのパリティビットを
含むパリティデータを使用できる。互いに異なる複数の
誤り訂正符号を使用することも可能である。
データ読み出し方法では、上位装置から供給された書き
込みデータを、ＲＡＩＤ３に従って、分割し、得られた
複数のサブデータとそれらから生成した誤り訂正符号と
を、互いに異なるドライブに書き込み、後にその書き込
まれたデータの読み出しを上位装置から要求された場
合、これらのサブデータとともに上記誤り訂正符号の読
み出し要求を複数のドライブに対して発行し、一部のサ
ブデータが読み出されるより先に、上記誤り訂正符号が
読み出された場合、その時点で、すでに読み出された一
部のサブデータとその読み出された誤り訂正データとか
ら、読み出しが遅れているサブデータを回復し、回復さ
れたサブデータと既に読み出された一部のサブデータと
を結合して、読み出しデータを形成し、上位装置に供給
する。誤り訂正符号としては、例えば、ｎ個のサブデー
タの各１ビットに対応する１ビットのパリティビットを
含むパリティデータを使用できる。互いに異なる複数の
誤り訂正符号を使用することも可能である。
【００１３】
【作用】この方法によれば、読み出しが遅れたサブデー
タが読み出される前に、そのサブデータより先に読み出
された誤り訂正符号を使用して、要求された読み出しデ
ータを生成するので、上位装置から要求されたデータ
を、読み出しが遅れたサブデータが読み出されるのを待
たないで供給することが出来る。
タが読み出される前に、そのサブデータより先に読み出
された誤り訂正符号を使用して、要求された読み出しデ
ータを生成するので、上位装置から要求されたデータ
を、読み出しが遅れたサブデータが読み出されるのを待
たないで供給することが出来る。
【００１４】複数の互いに異なる誤り訂正符号を使用し
た場合、複数のサブデータより先に複数の誤り訂正符号
が読み出された場合、それらの複数のサブデータの読み
出しを待たないで、読み出されていない複数のサブデー
タを回復できる。
た場合、複数のサブデータより先に複数の誤り訂正符号
が読み出された場合、それらの複数のサブデータの読み
出しを待たないで、読み出されていない複数のサブデー
タを回復できる。
【００１５】
【実施例】以下、本発明に係るディスクアレイを図面に
示したいくつかの実施例を参照してさらに詳細に説明す
る。なお、以下においては、同じ参照番号は同じものも
しくは類似のものを表わすものとする。 ＜実施例１＞図１において、２は制御部、１３はドライ
ブである。制御部２は、ＣＰＵ１からの書き込み要求を
実行して、それらの要求で指定されるドライブをアクセ
スする。複数のドライブ１３は、複数の論理グループ１
４に区分されている。本実施例では、個々の論理グルー
プ１４は５台のドライブ１３により構成されるが、本発
明はこのドライブ数に限定されない。
示したいくつかの実施例を参照してさらに詳細に説明す
る。なお、以下においては、同じ参照番号は同じものも
しくは類似のものを表わすものとする。 ＜実施例１＞図１において、２は制御部、１３はドライ
ブである。制御部２は、ＣＰＵ１からの書き込み要求を
実行して、それらの要求で指定されるドライブをアクセ
スする。複数のドライブ１３は、複数の論理グループ１
４に区分されている。本実施例では、個々の論理グルー
プ１４は５台のドライブ１３により構成されるが、本発
明はこのドライブ数に限定されない。
【００１６】制御部２においては、４は、ＣＰＵ１から
発行される要求を受理し、あるいは、ＣＰＵ１にデータ
を供給するチャネルインターフェース回路(ＣＨ Ｉ
Ｆ)、５は、ＣＰＵ１から受理されたデータあるいはそ
れに供給すべきデータの転送を制御するデータ転送制御
回路(ＤＣＣ)、６は、ＣＰＵ１から受信した書き込み要
求および読み出し要求にしたがって制御部２の内部の回
路の動作を制御するマイクロプロセッサ(ＭＰ)である。
９はＣＰＵ１から受信した書き込みデータおよびドライ
ブから読み出したデータを一時的に保持するとともに後
に述べるアドレス変換テーブルなどを保持するキャッシ
ュメモリである。１０は、パリティ生成回路(ＰＧ)、１
１は、ドライブ選択回路、１００は回復データ結合回路
である。
発行される要求を受理し、あるいは、ＣＰＵ１にデータ
を供給するチャネルインターフェース回路(ＣＨ Ｉ
Ｆ)、５は、ＣＰＵ１から受理されたデータあるいはそ
れに供給すべきデータの転送を制御するデータ転送制御
回路(ＤＣＣ)、６は、ＣＰＵ１から受信した書き込み要
求および読み出し要求にしたがって制御部２の内部の回
路の動作を制御するマイクロプロセッサ(ＭＰ)である。
９はＣＰＵ１から受信した書き込みデータおよびドライ
ブから読み出したデータを一時的に保持するとともに後
に述べるアドレス変換テーブルなどを保持するキャッシ
ュメモリである。１０は、パリティ生成回路(ＰＧ)、１
１は、ドライブ選択回路、１００は回復データ結合回路
である。
【００１７】パリティ生成回路１０は、データの書き込
み時に、書き込むべきデータを分割して得られた複数の
サブデータからそれらのサブデータに対するパリティデ
ータを生成するとともに、データの読み出し時に、いず
れかのドライブから読み出されたサブデータにエラーが
あって場合またはいずれかのドライブに障害が発生し、
そのドライブのサブデータを読み出せない場合、そのエ
ラーがあったサブデータもしくは障害が発生したドライ
ブ内のサブデータを回復する機能を有する。
み時に、書き込むべきデータを分割して得られた複数の
サブデータからそれらのサブデータに対するパリティデ
ータを生成するとともに、データの読み出し時に、いず
れかのドライブから読み出されたサブデータにエラーが
あって場合またはいずれかのドライブに障害が発生し、
そのドライブのサブデータを読み出せない場合、そのエ
ラーがあったサブデータもしくは障害が発生したドライ
ブ内のサブデータを回復する機能を有する。
【００１８】回復データ結合回路１００は、このような
回復されたサブデータを他の読み出された正常なサブデ
ータに結合するための回路である。
回復されたサブデータを他の読み出された正常なサブデ
ータに結合するための回路である。
【００１９】本実施例では、制御部２は、各論理グルー
プがＲＡＩＤ３のディスクアレイを構成するように、こ
れらの論理グループへのデータの書き込みおよび読み出
しを制御する。すなわち、ＣＰＵ１から供給された書込
みデータを、複数（本実施例では４つ）のサブデータに
分割し、さらに、これらのサブデータに対する誤り訂正
符号として、これらのサブデータのパリティデータを生
成し、これらのサブデータとこのパリティデータを互い
に異なるドライブに書込む。このパリティデータは、い
ずれかのドライブに障害が発生したときに、その障害が
発生したドライブ内のデータを回復されるために使用さ
れるものである。
プがＲＡＩＤ３のディスクアレイを構成するように、こ
れらの論理グループへのデータの書き込みおよび読み出
しを制御する。すなわち、ＣＰＵ１から供給された書込
みデータを、複数（本実施例では４つ）のサブデータに
分割し、さらに、これらのサブデータに対する誤り訂正
符号として、これらのサブデータのパリティデータを生
成し、これらのサブデータとこのパリティデータを互い
に異なるドライブに書込む。このパリティデータは、い
ずれかのドライブに障害が発生したときに、その障害が
発生したドライブ内のデータを回復されるために使用さ
れるものである。
【００２０】本実施例ではこのパリティデータは通常の
データの読み出しのときにも使用する。すなわち、ＣＰ
Ｕ１がこの書込みデータに対する読み出し要求を発行し
たとき、この書込みデータを構成する４つのサブデータ
およびパリティデータの読み出しを指示する。もしこれ
らのサブデータの一部の読み出しが遅れた場合、それが
読み出される前に、そのサブデータを、読み出しが完了
したサブデータとパリティデータとから回復し、回復さ
れたサブデータを読み出し未完了のサブデータの代わり
に使用する。こうして、一部のサブデータの読み出しが
遅れた場合でも、それが読み出される前に、読み出し要
求が指定するデータをＣＰＵ１に送出することを可能と
したところが特徴である。
データの読み出しのときにも使用する。すなわち、ＣＰ
Ｕ１がこの書込みデータに対する読み出し要求を発行し
たとき、この書込みデータを構成する４つのサブデータ
およびパリティデータの読み出しを指示する。もしこれ
らのサブデータの一部の読み出しが遅れた場合、それが
読み出される前に、そのサブデータを、読み出しが完了
したサブデータとパリティデータとから回復し、回復さ
れたサブデータを読み出し未完了のサブデータの代わり
に使用する。こうして、一部のサブデータの読み出しが
遅れた場合でも、それが読み出される前に、読み出し要
求が指定するデータをＣＰＵ１に送出することを可能と
したところが特徴である。
【００２１】より具体的には、ＣＰＵ１からの書き込み
データを４つのサブデータに分割し、それらのサブデー
タに対するパリティデータを生成し、これらのサブデー
タと生成されたパリティデータを一つの論理グループに
属する５つのドライブに書き込む。
データを４つのサブデータに分割し、それらのサブデー
タに対するパリティデータを生成し、これらのサブデー
タと生成されたパリティデータを一つの論理グループに
属する５つのドライブに書き込む。
【００２２】ＣＰＵ１から読み出し要求が後に発行され
た場合、その要求で指定されたデータを構成する４つの
サブデータとそれらに対するパリティデータが格納され
ている５つのドライブに対し読み出し要求を発行する。
各ドライブではこれらの読み出し要求に応答し、順に読
み出しが完了する。この順に読み出しが完了したドライ
ブにおいて、読み出し要求で指定されたデータを構成す
る全てのサブデータが含まれているか否かを判別する。
た場合、その要求で指定されたデータを構成する４つの
サブデータとそれらに対するパリティデータが格納され
ている５つのドライブに対し読み出し要求を発行する。
各ドライブではこれらの読み出し要求に応答し、順に読
み出しが完了する。この順に読み出しが完了したドライ
ブにおいて、読み出し要求で指定されたデータを構成す
る全てのサブデータが含まれているか否かを判別する。
【００２３】もしいずれかのサブデータが含まれていな
いときには、パリティデータがその読み出しが完了して
いないサブデータより先に読み出されたことになる。こ
の場合には、すでに読み出された一部のサブデータとパ
リティデータとから、その読み出し未完了のサブデータ
を回復し、回復されたサブデータとすでに読み出された
一部のサブデータとを結合して、読み出し要求が指定し
たデータを生成し、ＣＰＵ１に送る。
いときには、パリティデータがその読み出しが完了して
いないサブデータより先に読み出されたことになる。こ
の場合には、すでに読み出された一部のサブデータとパ
リティデータとから、その読み出し未完了のサブデータ
を回復し、回復されたサブデータとすでに読み出された
一部のサブデータとを結合して、読み出し要求が指定し
たデータを生成し、ＣＰＵ１に送る。
【００２４】以上に述べた、読み出しが完了したデータ
の中に、全てのサブデータが含まれているか、あるいは
読み出し未完了のサブデータがある場合に、そのサブデ
ータを回復するに必要な数のサブデータおよびパリティ
データの読み出しが完了したか否かを判別する回路は、
上記ドライブ選択部１１に含まれている。以下、本実施
例の動作の詳細を説明する。
の中に、全てのサブデータが含まれているか、あるいは
読み出し未完了のサブデータがある場合に、そのサブデ
ータを回復するに必要な数のサブデータおよびパリティ
データの読み出しが完了したか否かを判別する回路は、
上記ドライブ選択部１１に含まれている。以下、本実施
例の動作の詳細を説明する。
【００２５】（データ書き込み動作）ＣＰＵ１から供給
された書き込み要求は、線３を介してチャネルアダプタ
４で受信され、マイクロプロセッサ６に供給される。こ
の書き込み要求に付随する書き込みデータは、さらにデ
ータ制御回路５を介してキャッシュメモリ９に保持され
る。マイクロプロセッサ６は、この書き込み要求に応答
して、この書き込みデータを構成する複数個のサブデー
タ、本実施例では４つのサブデータに分割して読み出
し、それらのサブデータを線９Ａを介して回復データ結
合回路１００に供給する。回復データ結合回路１００
は、マイクロプロセッサ６からの指示により、線９Ａ、
１０Ａ、９Ｂの接続を切り替えるスイッチであり、デー
タの書き込み時には、キャッシュメモリ９から線９Ａに
読み出された各サブデータをそのまま線１００Ａを介し
てパリティ生成回路１０に転送する。
された書き込み要求は、線３を介してチャネルアダプタ
４で受信され、マイクロプロセッサ６に供給される。こ
の書き込み要求に付随する書き込みデータは、さらにデ
ータ制御回路５を介してキャッシュメモリ９に保持され
る。マイクロプロセッサ６は、この書き込み要求に応答
して、この書き込みデータを構成する複数個のサブデー
タ、本実施例では４つのサブデータに分割して読み出
し、それらのサブデータを線９Ａを介して回復データ結
合回路１００に供給する。回復データ結合回路１００
は、マイクロプロセッサ６からの指示により、線９Ａ、
１０Ａ、９Ｂの接続を切り替えるスイッチであり、デー
タの書き込み時には、キャッシュメモリ９から線９Ａに
読み出された各サブデータをそのまま線１００Ａを介し
てパリティ生成回路１０に転送する。
【００２６】図２に示すように、パリティ生成回路１０
は、アクティブスイッチ１４０、排他的論理和回路１３
０、スイッチ１２０からなる。この内、排他的論理和回
路１３０は、データ書き込み時にパリティデータを生成
するとともに、データの読み出し時に、エラーがあるサ
ブデータあるいは障害が発生したドライブ内のサブデー
タを回復するのに使用される。アクティブスイッチ１４
０とスイッチ１２０は、この排他的論理和回路１３０の
入力と出力を、マイクロプロセッサ６の指示に従って切
り替えるスイッチ回路である。
は、アクティブスイッチ１４０、排他的論理和回路１３
０、スイッチ１２０からなる。この内、排他的論理和回
路１３０は、データ書き込み時にパリティデータを生成
するとともに、データの読み出し時に、エラーがあるサ
ブデータあるいは障害が発生したドライブ内のサブデー
タを回復するのに使用される。アクティブスイッチ１４
０とスイッチ１２０は、この排他的論理和回路１３０の
入力と出力を、マイクロプロセッサ６の指示に従って切
り替えるスイッチ回路である。
【００２７】マイクロプロセッサ６は書き込むべき複数
のサブデータをパリティ生成回路１０に転送したとき、
アクティブスイッチ１４０に線指示して１００Ａと線３
００を直接接続させ、ＥＯＲ回路１３０に全サブデータ
を転送する。全サブデータを受け取ったＥＯＲ回路１３
０では各サブデータの対応するビットの排他的論理和を
とり、これらのサブデータに対するパリティデータを作
成する。ＥＯＲ回路１３０は、作成されたパリティデー
タとこのパリティデータの作成に関与した複数のサブデ
ータを線２００Ａを介してスイッチ１２０に転送され
る。マイクロプロセッサ６は、データの書き込み動作時
には、スイッチ１２０は、線２００上の各サブデータと
パリティデータを線１０Ａにそのまま転送する。
のサブデータをパリティ生成回路１０に転送したとき、
アクティブスイッチ１４０に線指示して１００Ａと線３
００を直接接続させ、ＥＯＲ回路１３０に全サブデータ
を転送する。全サブデータを受け取ったＥＯＲ回路１３
０では各サブデータの対応するビットの排他的論理和を
とり、これらのサブデータに対するパリティデータを作
成する。ＥＯＲ回路１３０は、作成されたパリティデー
タとこのパリティデータの作成に関与した複数のサブデ
ータを線２００Ａを介してスイッチ１２０に転送され
る。マイクロプロセッサ６は、データの書き込み動作時
には、スイッチ１２０は、線２００上の各サブデータと
パリティデータを線１０Ａにそのまま転送する。
【００２８】なお、各サブデータおよびパリティデータ
の各々には、従来技術と同様に、それぞれのデータで決
まるＥＣＣが付加されるが、ドライブに格納されるが、
ここでは簡単化のためために、この回路は省略してあ
る。各サブデータあるいはパリティデータに付されたＥ
ＣＣは、従来技術と同様に、そのサブデータまたはパリ
ティデータを読み出された際に、エラーが発生すれば、
そのサブデータまたはパリティデータのエラーの訂正に
使用される。以下では、これらのＥＣＣは、各サブデー
タまたはパリティデータの一部として扱い、特に必要が
ない限り、これらのＥＣＣに言及しない。
の各々には、従来技術と同様に、それぞれのデータで決
まるＥＣＣが付加されるが、ドライブに格納されるが、
ここでは簡単化のためために、この回路は省略してあ
る。各サブデータあるいはパリティデータに付されたＥ
ＣＣは、従来技術と同様に、そのサブデータまたはパリ
ティデータを読み出された際に、エラーが発生すれば、
そのサブデータまたはパリティデータのエラーの訂正に
使用される。以下では、これらのＥＣＣは、各サブデー
タまたはパリティデータの一部として扱い、特に必要が
ない限り、これらのＥＣＣに言及しない。
【００２９】さて、マイクロプロセッサ６は、これらの
サブデータおよびパリティデータを書き込むべきドライ
ブおよびドライブ内記憶位置を、アドレステーブルを使
用して決定する（アドレス変換）（ステップ４２）。こ
のテーブルは、キャッシュメモリ９に保持され、例え
ば、図４に示す内容を有する。ＣＰＵ１は、書き込み要
求の一部として、書き込みデータの名称を論理アドレス
として指定し、この論理アドレス２０から、これらのサ
ブデータとパリティデータに対する５つのドライブ番号
２１およびこれらのデータに共通に定められたドライブ
内アドレス２２が決定される。図では、名称ＤＡＴＡ＃
１の書き込み用のサブデータに対するドライブ番号は、
ドライブ＃１から＃５であり、ドライブ内番号はＤＡＤ
Ｒ１であることを示している。本実施例では、サブデー
タはデータ専用のドライブ、例えば＃１−４あるいは＃
ｎ−＃ｎ＋４に格納し、パリティデータは、パリティデ
ータのドライブ、例えば、＃５、＃ｎ＋５に格納する。
なお、図において、キャッシュアドレス２３は、書き込
みデータを保持する、キャッシュメモリ９内のアドレス
を示す。マイクロプロセッサ６は、これらのサブデータ
とパリティデータの書き込みを指示する。
サブデータおよびパリティデータを書き込むべきドライ
ブおよびドライブ内記憶位置を、アドレステーブルを使
用して決定する（アドレス変換）（ステップ４２）。こ
のテーブルは、キャッシュメモリ９に保持され、例え
ば、図４に示す内容を有する。ＣＰＵ１は、書き込み要
求の一部として、書き込みデータの名称を論理アドレス
として指定し、この論理アドレス２０から、これらのサ
ブデータとパリティデータに対する５つのドライブ番号
２１およびこれらのデータに共通に定められたドライブ
内アドレス２２が決定される。図では、名称ＤＡＴＡ＃
１の書き込み用のサブデータに対するドライブ番号は、
ドライブ＃１から＃５であり、ドライブ内番号はＤＡＤ
Ｒ１であることを示している。本実施例では、サブデー
タはデータ専用のドライブ、例えば＃１−４あるいは＃
ｎ−＃ｎ＋４に格納し、パリティデータは、パリティデ
ータのドライブ、例えば、＃５、＃ｎ＋５に格納する。
なお、図において、キャッシュアドレス２３は、書き込
みデータを保持する、キャッシュメモリ９内のアドレス
を示す。マイクロプロセッサ６は、これらのサブデータ
とパリティデータの書き込みを指示する。
【００３０】ドライブ選択部１１は、図３に示すよう
に、５つのドライブインタフェース１２に対応して設け
られたバッファ領域からなるセレクタバッファ１８と、
このセレクタバッファ１８を、キャッシュメモリ９とパ
リティ生成回路１０に接続するスイッチ回路１７と、応
答判定回路部１６からなる。
に、５つのドライブインタフェース１２に対応して設け
られたバッファ領域からなるセレクタバッファ１８と、
このセレクタバッファ１８を、キャッシュメモリ９とパ
リティ生成回路１０に接続するスイッチ回路１７と、応
答判定回路部１６からなる。
【００３１】マイクロプロセッサ６は予めアドレステー
ブルを使用してアドレス変換しているため、各サブデー
タおよびパリティデータを書き込むべきドライブおよび
ドライブ内記憶位置を認識している。このため、マイク
ロプロセッサ６は上記サブデータおよびパリティデータ
を線１０Ａを介してスイッチ回路１７に送出するととも
に、スイッチ回路１７を制御して、当該ドライブインタ
ーフェース回路１２に転送する。
ブルを使用してアドレス変換しているため、各サブデー
タおよびパリティデータを書き込むべきドライブおよび
ドライブ内記憶位置を認識している。このため、マイク
ロプロセッサ６は上記サブデータおよびパリティデータ
を線１０Ａを介してスイッチ回路１７に送出するととも
に、スイッチ回路１７を制御して、当該ドライブインタ
ーフェース回路１２に転送する。
【００３２】各ドライブインタフェース回路１２は、Ｓ
ＣＳＩバス１５を介して書き込むべきサブデータもしく
はパリティデータを、前述のアドレス変換で得られたド
ライブ番号を有するドライブ内の、ドライブ内アドレス
で指定される記憶位置に、ＳＣＳＩの書き込み処理手順
に従って書き込む。こうして、ＣＰＵ１から供給された
書き込みデータを構成する複数のサブデータとそれらに
対するパリティデータが、同じ論理グループに属する複
数のドライブに書き込まれる。
ＣＳＩバス１５を介して書き込むべきサブデータもしく
はパリティデータを、前述のアドレス変換で得られたド
ライブ番号を有するドライブ内の、ドライブ内アドレス
で指定される記憶位置に、ＳＣＳＩの書き込み処理手順
に従って書き込む。こうして、ＣＰＵ１から供給された
書き込みデータを構成する複数のサブデータとそれらに
対するパリティデータが、同じ論理グループに属する複
数のドライブに書き込まれる。
【００３３】（データ読み出し動作）図５に示すフロー
チャートに従ってデータ読み出し動作を以下に説明す
る。
チャートに従ってデータ読み出し動作を以下に説明す
る。
【００３４】マイクロプロセッサ６は、ＣＰＵ１より読
み出し要求が発行されたときに（ステップ４１）、この
読み出し要求が指定するデータの名称から、そのデータ
を構成する複数のサブデータとそれらに対するパリティ
データを保持するドライブの番号およびドライブ内アド
レスに変換する（ステップ４２）。その方法は、書き込
み要求の場合と同様にアドレス変換テーブル（図４）を
使用して行なう。
み出し要求が発行されたときに（ステップ４１）、この
読み出し要求が指定するデータの名称から、そのデータ
を構成する複数のサブデータとそれらに対するパリティ
データを保持するドライブの番号およびドライブ内アド
レスに変換する（ステップ４２）。その方法は、書き込
み要求の場合と同様にアドレス変換テーブル（図４）を
使用して行なう。
【００３５】マイクロプロセッサ６は、これらのアドレ
スを使用して、これらのサブデータおよびパリティデー
タの読み出しをドライブ選択部１１内の応答判定回路部
１６に指示する（ステップ４３）。応答判定回路部１６
は判定用プロセッサ１０１とパリティレジスタ１０２に
より構成され、以下に述べる、応用判定回部１６の動作
はこの判定用プロセッサ１０１により実行される。
スを使用して、これらのサブデータおよびパリティデー
タの読み出しをドライブ選択部１１内の応答判定回路部
１６に指示する（ステップ４３）。応答判定回路部１６
は判定用プロセッサ１０１とパリティレジスタ１０２に
より構成され、以下に述べる、応用判定回部１６の動作
はこの判定用プロセッサ１０１により実行される。
【００３６】応答判定回路部１６は、この指示に従い、
各ドライブインタフェースにサブデータもしくはパリテ
ィデータの読み出し要求を指示する（ステップ４３）。
各ドライブインタフェースにサブデータもしくはパリテ
ィデータの読み出し要求を指示する（ステップ４３）。
【００３７】応答判定回路部１６は、この読み出し要求
を発行したドライブ番号を登録する（ステップ４４）。
を発行したドライブ番号を登録する（ステップ４４）。
【００３８】各ドライブインタフェース回路１２はＳＣ
ＳＩバスの読み出し処理手順に従って、読み出しコマン
ドをＳＣＳＩバス１５を介して、それぞれ所望のドライ
ブに発行する。
ＳＩバスの読み出し処理手順に従って、読み出しコマン
ドをＳＣＳＩバス１５を介して、それぞれ所望のドライ
ブに発行する。
【００３９】各ドライブ１３は、アクセス処理が完了し
た後、アクセス処理の完了報告をドライブインタフェー
ス回路１２に発行し、ドライブインタフェース回路１２
はこのドライブ１３のアクセス処理の完了報告をドライ
ブ選択部１１内の応答判定回路部１６に通知する。
た後、アクセス処理の完了報告をドライブインタフェー
ス回路１２に発行し、ドライブインタフェース回路１２
はこのドライブ１３のアクセス処理の完了報告をドライ
ブ選択部１１内の応答判定回路部１６に通知する。
【００４０】応答判定回路部１６は、セレクタバッファ
１８内にデータ転送を行うようにドライブインタフェー
ス回路１２に指示し、そのドライブインタフェース回路
１２は読み出したサブデータもしくはパリティデータを
セレクタバッファ１８に格納する（ステップ４５）。
１８内にデータ転送を行うようにドライブインタフェー
ス回路１２に指示し、そのドライブインタフェース回路
１２は読み出したサブデータもしくはパリティデータを
セレクタバッファ１８に格納する（ステップ４５）。
【００４１】当該ドライブ１３からのサブデータをセレ
クタバッファ１８に格納した後応答判定回路部１６では
判定を行う（ステップ４５）。
クタバッファ１８に格納した後応答判定回路部１６では
判定を行う（ステップ４５）。
【００４２】この時の具体的な応答判定回路部１６にお
ける判定方法のフローチャートを図６に示す。
ける判定方法のフローチャートを図６に示す。
【００４３】応答判定回路部１６はインタフェース回路
１２からセレクタバッファ１８にサブデータもしくはパ
リティデータを格納した後（ステップ５０）、データ転
送してきたドライブ１３が読み出し要求が発行されてい
るドライブ１３かを調べる（ステップ５１）。図５のス
テップ４４に示したように、マイクロプロセッサ６は、
先にこのドライブ１３への読み出し要求を発行するよう
にドライブインタフェース回路１２に指示すると同時
に、ドライブ選択部１１内の応答判定回路部１６に対
し、読み出し要求を発行したドライブ番号を登録してお
り、アクセス処理の完了報告を発行したドライブ１３が
この登録されているドライブ番号と同じか否かを比較す
る。もし、読み出し要求が発行されていないドライブ１
３からの完了報告であれば、応答判定回路部１６は、こ
の完了報告が書き込み処理の完了報告であるとしてマイ
クロプロセッサ６に報告する（ステップ６５）。
１２からセレクタバッファ１８にサブデータもしくはパ
リティデータを格納した後（ステップ５０）、データ転
送してきたドライブ１３が読み出し要求が発行されてい
るドライブ１３かを調べる（ステップ５１）。図５のス
テップ４４に示したように、マイクロプロセッサ６は、
先にこのドライブ１３への読み出し要求を発行するよう
にドライブインタフェース回路１２に指示すると同時
に、ドライブ選択部１１内の応答判定回路部１６に対
し、読み出し要求を発行したドライブ番号を登録してお
り、アクセス処理の完了報告を発行したドライブ１３が
この登録されているドライブ番号と同じか否かを比較す
る。もし、読み出し要求が発行されていないドライブ１
３からの完了報告であれば、応答判定回路部１６は、こ
の完了報告が書き込み処理の完了報告であるとしてマイ
クロプロセッサ６に報告する（ステップ６５）。
【００４４】この完了報告が読み出し要求が発行されて
いるドライブ１３からの場合は、応答判定回路部１６は
読み出し処理の完了報告としてマイクロプロセッサ６に
報告する（ステップ５２）。次に応答判定回路部１６は
判定カウンタに１を加える（ステップ５３）。１を加え
た判定カウンタの値が４かどおかを応答判定回路部１６
は判定する（ステップ５４）。ステップ５４の判定でカ
ウンタ値が４でなければ、応答判定回路部１６はセレク
タバッファ１８内にそのままサブデータまたはパリティ
データを保持する（ステップ６４）。
いるドライブ１３からの場合は、応答判定回路部１６は
読み出し処理の完了報告としてマイクロプロセッサ６に
報告する（ステップ５２）。次に応答判定回路部１６は
判定カウンタに１を加える（ステップ５３）。１を加え
た判定カウンタの値が４かどおかを応答判定回路部１６
は判定する（ステップ５４）。ステップ５４の判定でカ
ウンタ値が４でなければ、応答判定回路部１６はセレク
タバッファ１８内にそのままサブデータまたはパリティ
データを保持する（ステップ６４）。
【００４５】ステップ５４での判定の結果、判定カウン
タ値が４の場合はセレクタバッファ１８内にパリティデ
ータが格納されているかを応答判定回路部１６は判定す
る（ステップ５５）。ステップ５５の判定によりセレク
タバッファ１８内にパリティデータが格納されている場
合は、セレクタバッファ内には読み出すべきデータを構
成するのに必要な４つのサブデータのいずれかが読み出
しされる前に、パリティデータが読み出されていること
になる。
タ値が４の場合はセレクタバッファ１８内にパリティデ
ータが格納されているかを応答判定回路部１６は判定す
る（ステップ５５）。ステップ５５の判定によりセレク
タバッファ１８内にパリティデータが格納されている場
合は、セレクタバッファ内には読み出すべきデータを構
成するのに必要な４つのサブデータのいずれかが読み出
しされる前に、パリティデータが読み出されていること
になる。
【００４６】本実施例ではディスクアレイ２はレベル３
の制御を行っているため、パリティデータは専用のドラ
イブ１３に格納されている。具体的には図１のドライブ
＃５もしくは＃５＋ｎにそれぞれ対応する論理グループ
の全てのパリティデータが格納されている。そこで、ド
ライブインタフェース回路＃５からのアクセス処理の完
了報告は応答判定回路部１６内のパリティレジスタに記
憶され、このパリティレジスタを見ることでステップ５
５の判定は可能となる。
の制御を行っているため、パリティデータは専用のドラ
イブ１３に格納されている。具体的には図１のドライブ
＃５もしくは＃５＋ｎにそれぞれ対応する論理グループ
の全てのパリティデータが格納されている。そこで、ド
ライブインタフェース回路＃５からのアクセス処理の完
了報告は応答判定回路部１６内のパリティレジスタに記
憶され、このパリティレジスタを見ることでステップ５
５の判定は可能となる。
【００４７】ステップ５５の判定により、セレクタバッ
ファ１８内にパリティデータが格納されている場合は、
セレクタバッファ１８内にパリティデータが格納されて
いることをマイクロプロセッサ６に報告し（ステップ５
６）、マイクロプロセッサ６からの指示でセレクタバッ
ファ１８とパリティ生成回路１０とをスイッチ回路１６
により接続する（ステップ５７）。この接続が完了する
とマイクロプロセッサ６はセレクタバッファ１８からパ
リティ生成回路１０へ読み出されたサブデータ（本実施
例ではこれは３つのサブデータである）とパリティデー
タを転送し（ステップ５８）、未読み出しのサブデータ
をパリティ生成回路１０により回復させる（ステップ５
９）。この読み出されていないサブデータを回復しと
き、マイクロプロセッサ６は、キャッシュメモリ９に読
み出された３つのサブデータと回復されたサブデータを
転送する（ステップ６０）。
ファ１８内にパリティデータが格納されている場合は、
セレクタバッファ１８内にパリティデータが格納されて
いることをマイクロプロセッサ６に報告し（ステップ５
６）、マイクロプロセッサ６からの指示でセレクタバッ
ファ１８とパリティ生成回路１０とをスイッチ回路１６
により接続する（ステップ５７）。この接続が完了する
とマイクロプロセッサ６はセレクタバッファ１８からパ
リティ生成回路１０へ読み出されたサブデータ（本実施
例ではこれは３つのサブデータである）とパリティデー
タを転送し（ステップ５８）、未読み出しのサブデータ
をパリティ生成回路１０により回復させる（ステップ５
９）。この読み出されていないサブデータを回復しと
き、マイクロプロセッサ６は、キャッシュメモリ９に読
み出された３つのサブデータと回復されたサブデータを
転送する（ステップ６０）。
【００４８】パリティ生成回路１０によるデータの回復
は以下のようになされる。
は以下のようになされる。
【００４９】上記ようにしていずれかのサブデータの読
み出しの前に、パリティデータが読み出された場合、マ
イクロプロセッサ６が読み出しが遅れているドライブを
認識すると、スイッチ回路１７を切り換えてパリティ生
成回路１０にすでに到着した３つのサブデータとパリテ
ィデータとを線１０Ａを介してパリティ生成回路１０に
転送する。この時、上記読み出しが遅れているサブデー
タを転送するための、線１０Ａの中の１本には、このサ
ブデータは転送されてこない。マイクロプロセッサ６は
どのサブデータの読み出しが遅れているかをすでに認識
し、したがって、線１０の中のその線がアクティブでな
いかを認識しているため、パリティ生成回路１０内のス
イッチ１２０に指示して、線１０Ａの中でアクティブな
線のみを選択させ、線２００Ａに接続させる。こうし
て、線２００Ａを介してＥＯＲ回路１３０にすでに読み
出された３つのサブデータとパリティデータが転送され
る。スイッチ１２０からサブデータとパリティデータを
受け取ったＥＯＲ回路１３０では、パリティデータを作
成したときと同様に、サブデータとパリティデータの排
他的論理和をとることにより、まだ読み出されていない
サブデータを回復する。この時、サブデータの回復が完
了したことをＥＯＲ回路１３０はマイクロプロセッサ６
に報告する。このようにして回復されたサブデータは線
４００を介してアクティブパススイッチ１４０に転送さ
れる。アクティブパススイッチ１４０は、マイクロプロ
セッサ６の指示により、線１００Ａの中で回復データが
転送されるべき線を選択し、そこに線４００上の回復さ
れたサブデータを出力し、線１００Ａの他の３つの線に
はすでに読み出された３つのサブデータを出力する。こ
うして線１００Ａに、正常な４つのサブデータが出力さ
れる。回復データ結合回路１００は、マイクロプロセッ
サ６の指示により、線１１０Ａを線９Ｂに接続し、これ
らの４つのサブデータを、この線９Ｂを介して、キャッ
シュメモリ９二転送する。こうして、回復されたサブデ
ータを含め、正常な４つのサブデータの読み出しが完了
したことになる。
み出しの前に、パリティデータが読み出された場合、マ
イクロプロセッサ６が読み出しが遅れているドライブを
認識すると、スイッチ回路１７を切り換えてパリティ生
成回路１０にすでに到着した３つのサブデータとパリテ
ィデータとを線１０Ａを介してパリティ生成回路１０に
転送する。この時、上記読み出しが遅れているサブデー
タを転送するための、線１０Ａの中の１本には、このサ
ブデータは転送されてこない。マイクロプロセッサ６は
どのサブデータの読み出しが遅れているかをすでに認識
し、したがって、線１０の中のその線がアクティブでな
いかを認識しているため、パリティ生成回路１０内のス
イッチ１２０に指示して、線１０Ａの中でアクティブな
線のみを選択させ、線２００Ａに接続させる。こうし
て、線２００Ａを介してＥＯＲ回路１３０にすでに読み
出された３つのサブデータとパリティデータが転送され
る。スイッチ１２０からサブデータとパリティデータを
受け取ったＥＯＲ回路１３０では、パリティデータを作
成したときと同様に、サブデータとパリティデータの排
他的論理和をとることにより、まだ読み出されていない
サブデータを回復する。この時、サブデータの回復が完
了したことをＥＯＲ回路１３０はマイクロプロセッサ６
に報告する。このようにして回復されたサブデータは線
４００を介してアクティブパススイッチ１４０に転送さ
れる。アクティブパススイッチ１４０は、マイクロプロ
セッサ６の指示により、線１００Ａの中で回復データが
転送されるべき線を選択し、そこに線４００上の回復さ
れたサブデータを出力し、線１００Ａの他の３つの線に
はすでに読み出された３つのサブデータを出力する。こ
うして線１００Ａに、正常な４つのサブデータが出力さ
れる。回復データ結合回路１００は、マイクロプロセッ
サ６の指示により、線１１０Ａを線９Ｂに接続し、これ
らの４つのサブデータを、この線９Ｂを介して、キャッ
シュメモリ９二転送する。こうして、回復されたサブデ
ータを含め、正常な４つのサブデータの読み出しが完了
したことになる。
【００５０】この時の本実施例でのデータ読み出し処理
におけるタイミングチャートを図７に示す。本実施例で
は、データの読み出し処理の回転待ち時間は、論理グル
ープ１４を構成する５台のドライブ＃１から＃５の中
の、２番目に回転待ち時間が長いドライブ＃３のそれと
なる。最も回転待ち時間が長いドライブ＃３のそれより
も早くデータをＣＰＵ１に供給できる。なお、従来の読
み出し処理では論理グループ１４を構成する全ての５台
のドライブ１３の内の４台のドライブから４つのサブデ
ータを読み出す。このため、図７で示すように、ディス
クアレイ２における読み出し処理の回転待ち時間は、４
台のドライブ１３の中の最も長いドライブ＃３のそれと
なる。
におけるタイミングチャートを図７に示す。本実施例で
は、データの読み出し処理の回転待ち時間は、論理グル
ープ１４を構成する５台のドライブ＃１から＃５の中
の、２番目に回転待ち時間が長いドライブ＃３のそれと
なる。最も回転待ち時間が長いドライブ＃３のそれより
も早くデータをＣＰＵ１に供給できる。なお、従来の読
み出し処理では論理グループ１４を構成する全ての５台
のドライブ１３の内の４台のドライブから４つのサブデ
ータを読み出す。このため、図７で示すように、ディス
クアレイ２における読み出し処理の回転待ち時間は、４
台のドライブ１３の中の最も長いドライブ＃３のそれと
なる。
【００５１】なお、ステップ５５の判定によりセレクタ
バッファ１８内にパリティデータが格納されていない場
合は、セレクタバッファ内には読み出すべきデータを構
成するのに必要な４つのサブデータがすでに読み出され
ていることになる。このときには、応答判定回路部１６
は、セレクタバッファ１８内にパリティデータが格納さ
れていないことをマイクロプロセッサ６に報告し（ステ
ップ６１）、スイッチ回路１６は、マイクロプロセッサ
６からの指示でセレクタバッファ１８とキャッシュメモ
リ９とを接続する（ステップ６２）。この接続が完了す
るとマイクロプロセッサ６は、セレクタバッファ１８か
らキャッシュメモリ９に読み出されたサブデータを転送
する（ステップ６３）。この後これらのサブデータを結
合してＣＰＵ１に転送する（ステップ４７）。したがっ
て、このときの動作は従来と同様である。
バッファ１８内にパリティデータが格納されていない場
合は、セレクタバッファ内には読み出すべきデータを構
成するのに必要な４つのサブデータがすでに読み出され
ていることになる。このときには、応答判定回路部１６
は、セレクタバッファ１８内にパリティデータが格納さ
れていないことをマイクロプロセッサ６に報告し（ステ
ップ６１）、スイッチ回路１６は、マイクロプロセッサ
６からの指示でセレクタバッファ１８とキャッシュメモ
リ９とを接続する（ステップ６２）。この接続が完了す
るとマイクロプロセッサ６は、セレクタバッファ１８か
らキャッシュメモリ９に読み出されたサブデータを転送
する（ステップ６３）。この後これらのサブデータを結
合してＣＰＵ１に転送する（ステップ４７）。したがっ
て、このときの動作は従来と同様である。
【００５２】以上述べたパリティデータは、いずれかの
ディスク記憶装置に障害が発生したときに使用するため
にディスク記憶装置に記憶するものを使用すれば、誤り
訂正符号を記憶するためのディスク記憶装置を新に使用
することなく本実施例を実現できる。
ディスク記憶装置に障害が発生したときに使用するため
にディスク記憶装置に記憶するものを使用すれば、誤り
訂正符号を記憶するためのディスク記憶装置を新に使用
することなく本実施例を実現できる。
【００５３】なお、本実施例で使用したパリティ生成回
路１０は、いずれかのドライブに障害が発生したとき
に、そのドライブ内のサブデータを他のドライブ内のサ
ブデータから回復するのにも使用できる。このような障
害ドライブ内のサブデータを回復できるパリティ生成回
路は、通常のＲＡＩＤ３のディスクアレイに使用される
ものと同じ回路でよい。従って、本実施例は、通常のデ
ィスクアレイに使用されるパリティ生成回路を使用でき
るので、実現が容易であると言える。
路１０は、いずれかのドライブに障害が発生したとき
に、そのドライブ内のサブデータを他のドライブ内のサ
ブデータから回復するのにも使用できる。このような障
害ドライブ内のサブデータを回復できるパリティ生成回
路は、通常のＲＡＩＤ３のディスクアレイに使用される
ものと同じ回路でよい。従って、本実施例は、通常のデ
ィスクアレイに使用されるパリティ生成回路を使用でき
るので、実現が容易であると言える。
【００５４】＜実施例２＞実施例１ではパリティグルー
プの誤り訂正符号としてパリティデータを使用したが、
本実施例では互いに異なる複数のエラー訂正符号（ＥＣ
Ｃ）を使用する。本実施例は、実施例１を以下のように
修正すれば実現できる。
プの誤り訂正符号としてパリティデータを使用したが、
本実施例では互いに異なる複数のエラー訂正符号（ＥＣ
Ｃ）を使用する。本実施例は、実施例１を以下のように
修正すれば実現できる。
【００５５】本実施例では、ＣＰＵ１から供給された書
込みデータを、例えば、３つのサブデータに分割し、さ
らに、これらのサブデータに対する誤り訂正符号とし
て、複数の、例えば２種類のＥＣＣデータを生成し、こ
れらのサブデータとこれらのＥＣＣデータを互いに異な
るドライブに書込む。このように２種類のＥＣＣデータ
を用意した場合は、２台までドライブに障害が発生して
も、この障害が発生したドライブ内のデータを回復する
ことが可能であることが知られている。
込みデータを、例えば、３つのサブデータに分割し、さ
らに、これらのサブデータに対する誤り訂正符号とし
て、複数の、例えば２種類のＥＣＣデータを生成し、こ
れらのサブデータとこれらのＥＣＣデータを互いに異な
るドライブに書込む。このように２種類のＥＣＣデータ
を用意した場合は、２台までドライブに障害が発生して
も、この障害が発生したドライブ内のデータを回復する
ことが可能であることが知られている。
【００５６】本実施例でもこのＥＣＣデータを通常のデ
ータの読み出しのときにも使用する。すなわち、ＣＰＵ
１がこの書込みデータに対する読み出し要求を発行した
とき、この書込みデータを構成する３つのサブデータお
よび２つのＥＣＣデータの読み出しを指示する。本実施
例では２種類のＥＣＣデータがあるため、２個のサブデ
ータまで、それが読み出される前に、そのサブデータ
を、読み出しが完了したサブデータとＥＣＣデータとか
ら回復し、回復されたサブデータを読み出し未完了のサ
ブデータの代わりに使用する。
ータの読み出しのときにも使用する。すなわち、ＣＰＵ
１がこの書込みデータに対する読み出し要求を発行した
とき、この書込みデータを構成する３つのサブデータお
よび２つのＥＣＣデータの読み出しを指示する。本実施
例では２種類のＥＣＣデータがあるため、２個のサブデ
ータまで、それが読み出される前に、そのサブデータ
を、読み出しが完了したサブデータとＥＣＣデータとか
ら回復し、回復されたサブデータを読み出し未完了のサ
ブデータの代わりに使用する。
【００５７】より具体的には、ＣＰＵ１から読み出し要
求が後に発行された場合、その要求で指定されたデータ
を構成する３つのサブデータとそれらに対する２種類の
ＥＣＣデータが格納されている５つのドライブに対し読
み出し要求を発行する。各ドライブではこれらの読み出
し要求に応答し、順に読み出しが完了する。この順に読
み出しが完了したドライブにおいて、読み出し要求で指
定されたデータを構成する全てのサブデータが含まれて
いるか否かを判別する。
求が後に発行された場合、その要求で指定されたデータ
を構成する３つのサブデータとそれらに対する２種類の
ＥＣＣデータが格納されている５つのドライブに対し読
み出し要求を発行する。各ドライブではこれらの読み出
し要求に応答し、順に読み出しが完了する。この順に読
み出しが完了したドライブにおいて、読み出し要求で指
定されたデータを構成する全てのサブデータが含まれて
いるか否かを判別する。
【００５８】もしいずれか一つ又は二つのサブデータが
含まれていないときには、一つ又は二つのＥＣＣデータ
がその読み出しが完了していない一つ又は二つのサブデ
ータより先に読み出されたことになる。この場合には、
すでに読み出された一部のサブデータとその読み出され
た一つ又は二つのＥＣＣデータとから、その読み出し未
完了の一つ又は二つのサブデータを回復し、回復された
一つ又は二つのサブデータとすでに読み出された一部の
サブデータとを結合して、読み出し要求が指定したデー
タを生成し、ＣＰＵ１に送る。したがって、本実施例で
は、最大二つのサブデータの読み出しがなされる前に、
二つのサブデータが読み出された場合に、それらのサブ
データの読み出しが完了するのを待たないで、必要な全
てのサブデータを得ることが出来る。
含まれていないときには、一つ又は二つのＥＣＣデータ
がその読み出しが完了していない一つ又は二つのサブデ
ータより先に読み出されたことになる。この場合には、
すでに読み出された一部のサブデータとその読み出され
た一つ又は二つのＥＣＣデータとから、その読み出し未
完了の一つ又は二つのサブデータを回復し、回復された
一つ又は二つのサブデータとすでに読み出された一部の
サブデータとを結合して、読み出し要求が指定したデー
タを生成し、ＣＰＵ１に送る。したがって、本実施例で
は、最大二つのサブデータの読み出しがなされる前に、
二つのサブデータが読み出された場合に、それらのサブ
データの読み出しが完了するのを待たないで、必要な全
てのサブデータを得ることが出来る。
【００５９】この時の本実施例と従来の読み出し処理に
おけるタイミングチャートを図８に示す。
おけるタイミングチャートを図８に示す。
【００６０】本実施例では、データの読み出し処理の回
転待ち時間は、論理グループ１４を構成する５台のドラ
イブ＃１から＃５の中の、３番目に回転待ち時間が長い
ドライブ＃５のそれとなる。最も回転待ち時間が長いド
ライブ＃３とその次に回転待ち時間が長いドライブ＃１
の回転待ち時間よりも早くデータをＣＰＵ１に供給でき
る。なお、実施例１の読み出し処理では論理グループ１
４を構成する全ての５台のドライブ１３の内の２番目に
回転待ち時間が長いドライブ＃１の回転待ち時間とな
る。したがって、本実施例では、実施例１よりより高速
に全てのサブデータを読み出せる場合が増大する。
転待ち時間は、論理グループ１４を構成する５台のドラ
イブ＃１から＃５の中の、３番目に回転待ち時間が長い
ドライブ＃５のそれとなる。最も回転待ち時間が長いド
ライブ＃３とその次に回転待ち時間が長いドライブ＃１
の回転待ち時間よりも早くデータをＣＰＵ１に供給でき
る。なお、実施例１の読み出し処理では論理グループ１
４を構成する全ての５台のドライブ１３の内の２番目に
回転待ち時間が長いドライブ＃１の回転待ち時間とな
る。したがって、本実施例では、実施例１よりより高速
に全てのサブデータを読み出せる場合が増大する。
【００６１】＜実施例３＞本実施例では、図９に示すよ
うに論理グループ１４を二重化して大論理グループ７０
をを構成し、この大論理グループ７０において実施例１
の読み出し制御を行う。大論理グループ７０を構成する
二つの論理グループ１４は、同一のデータを保持するよ
うになっており、両者はいわゆるミラーリングの関係を
有する。すなわち、一方の論理グループ１４の各ドライ
ブ、例えば＃１は、他方の論理グループ１４の一つ、例
えば＃６と対をなす。これらの二つのドライブは、とも
に一つのドライブインタフェース回路１２に共通のＳＣ
ＳＩバス１５を介して接続されている。以下、本実施例
について、実施例１と異なる点を中心に説明する。
うに論理グループ１４を二重化して大論理グループ７０
をを構成し、この大論理グループ７０において実施例１
の読み出し制御を行う。大論理グループ７０を構成する
二つの論理グループ１４は、同一のデータを保持するよ
うになっており、両者はいわゆるミラーリングの関係を
有する。すなわち、一方の論理グループ１４の各ドライ
ブ、例えば＃１は、他方の論理グループ１４の一つ、例
えば＃６と対をなす。これらの二つのドライブは、とも
に一つのドライブインタフェース回路１２に共通のＳＣ
ＳＩバス１５を介して接続されている。以下、本実施例
について、実施例１と異なる点を中心に説明する。
【００６２】（データ書き込み動作）ＣＰＵ１から供給
された書込みデータを分割して得られる複数のサブデー
タおよびそれから生成されたパリティデータの各々は、
二つの論理グループの、互いに対をなす二つのドライ
ブ、例えば、ドライブ＃１と＃１３に書込まれる。書込
まれるドライブ内の位置は、同じである。この書込み位
置を決めるために、図１０に示すようなアドレステーブ
ルが使用される。すなわち、各ドライブインタフェース
回路１２には、書込むべきいずれかのサブデータもしく
はパリティデータと、このテーブルで決まる二つのドラ
イブの番号とそれらに共通なドライブ内アドレスがドラ
イブ選択部１１から通知される。この時、マイクロプロ
セッサ６は、ドライブ選択部１１を介して各ドライブイ
ンタフェース回路１２に対して、それに接続されたペア
のドライブ１３に対してミラーリングでデータを書き込
むことを指示する。各ドライブインタフェース回路１２
は、それに接続されたＳＣＳＩバス１５を介してそれに
接続された一対のドライブに同じデータとドライブ内ア
ドレスを順次送り、これらの二つのドライブにこのサブ
データもしくはパリティデータを順次書込む。
された書込みデータを分割して得られる複数のサブデー
タおよびそれから生成されたパリティデータの各々は、
二つの論理グループの、互いに対をなす二つのドライ
ブ、例えば、ドライブ＃１と＃１３に書込まれる。書込
まれるドライブ内の位置は、同じである。この書込み位
置を決めるために、図１０に示すようなアドレステーブ
ルが使用される。すなわち、各ドライブインタフェース
回路１２には、書込むべきいずれかのサブデータもしく
はパリティデータと、このテーブルで決まる二つのドラ
イブの番号とそれらに共通なドライブ内アドレスがドラ
イブ選択部１１から通知される。この時、マイクロプロ
セッサ６は、ドライブ選択部１１を介して各ドライブイ
ンタフェース回路１２に対して、それに接続されたペア
のドライブ１３に対してミラーリングでデータを書き込
むことを指示する。各ドライブインタフェース回路１２
は、それに接続されたＳＣＳＩバス１５を介してそれに
接続された一対のドライブに同じデータとドライブ内ア
ドレスを順次送り、これらの二つのドライブにこのサブ
データもしくはパリティデータを順次書込む。
【００６３】（データ読み出し動作）実施例１と異な
り、各ドライブインタフェース回路１２は、それに接続
された一対のドライブの両方にサブデータもしくはパリ
ティデータの読み出しを指示する。この読み出すべきド
ライブの番号とドライブ内記憶位置は、図１０のアドレ
ステーブルを使用して決定される。各ドライブインタフ
ェース回路１２は、それに接続された一対のドライブに
順次読み出し要求を発行する。各ドライブインタフェー
ス回路１２は、これらの一対のドライブのそれぞれから
読み出し完了報告と読み出されたサブデータもしくはパ
リティデータが通知されたときに、その読み出し完了通
知と、その読み出されたサブデータもしくはパリティデ
ータをドライブ選択部１１に転送する。
り、各ドライブインタフェース回路１２は、それに接続
された一対のドライブの両方にサブデータもしくはパリ
ティデータの読み出しを指示する。この読み出すべきド
ライブの番号とドライブ内記憶位置は、図１０のアドレ
ステーブルを使用して決定される。各ドライブインタフ
ェース回路１２は、それに接続された一対のドライブに
順次読み出し要求を発行する。各ドライブインタフェー
ス回路１２は、これらの一対のドライブのそれぞれから
読み出し完了報告と読み出されたサブデータもしくはパ
リティデータが通知されたときに、その読み出し完了通
知と、その読み出されたサブデータもしくはパリティデ
ータをドライブ選択部１１に転送する。
【００６４】ドライブ選択部１１は、ミラー関係にある
一対のドライブから供給される一対の読み出し完了報告
の内、最初に供給された読み出し完了報告に応答して、
それに付随して転送されるサブデータもしくはパリティ
データをセレクトバッファに格納し、遅れて供給された
読み出し完了報告を無視し、それに付随して転送される
サブデータもしくはパリティデータはセレクトバッファ
に取り込まないように、セレクトバッファへの格納を制
御する回路を有する点で実施例１と異なる。ドライブ制
御部１１のその他の動作は実施例１と同じである。この
結果、図１１に示すように、図１１に示すようにサブデ
ータ＃３が読み出される前に、サブデータ＃１、２、４
とパリティデータが読み出された時点で、サブデータ＃
３を回復できる。しかも、この回復に使用するパリティ
データがドライブ＃５、＃１０の一方から読み出された
時点で、この回復を実行できる。他のサブデータについ
ても同様である。
一対のドライブから供給される一対の読み出し完了報告
の内、最初に供給された読み出し完了報告に応答して、
それに付随して転送されるサブデータもしくはパリティ
データをセレクトバッファに格納し、遅れて供給された
読み出し完了報告を無視し、それに付随して転送される
サブデータもしくはパリティデータはセレクトバッファ
に取り込まないように、セレクトバッファへの格納を制
御する回路を有する点で実施例１と異なる。ドライブ制
御部１１のその他の動作は実施例１と同じである。この
結果、図１１に示すように、図１１に示すようにサブデ
ータ＃３が読み出される前に、サブデータ＃１、２、４
とパリティデータが読み出された時点で、サブデータ＃
３を回復できる。しかも、この回復に使用するパリティ
データがドライブ＃５、＃１０の一方から読み出された
時点で、この回復を実行できる。他のサブデータについ
ても同様である。
【００６５】結局、本実施例では、実施例１と同じく、
いずれかのサブデータがまだ読みだされていないが、パ
リティデータと他の３つのサブデータが読み出された時
点で、これらの読み出されてサブデータとパリティデー
タとから読み出されていないサブデータを回復する。し
かし、本実施例では、実施例１と比べて、各サブデータ
もしくはパリティデータが一対のドライブに保持され、
その一対のドライブの一方より、より早くサブデータも
しくはパリティデータが読み出されたときに、そのサブ
データもしくはパリティデータの読み出しが完了するの
で、実施例１よりより高速に必要なデータを読み出すこ
とが出来る。なお、本実施例に採用した技術は、実施例
２にも適用可能である。
いずれかのサブデータがまだ読みだされていないが、パ
リティデータと他の３つのサブデータが読み出された時
点で、これらの読み出されてサブデータとパリティデー
タとから読み出されていないサブデータを回復する。し
かし、本実施例では、実施例１と比べて、各サブデータ
もしくはパリティデータが一対のドライブに保持され、
その一対のドライブの一方より、より早くサブデータも
しくはパリティデータが読み出されたときに、そのサブ
データもしくはパリティデータの読み出しが完了するの
で、実施例１よりより高速に必要なデータを読み出すこ
とが出来る。なお、本実施例に採用した技術は、実施例
２にも適用可能である。
【００６６】
【発明の効果】本発明ではレベルＲＡＩＤ３のディスク
アレイを構成するように書込まれた複数のサブデータを
読み出す場合に、一部のサブデータと誤り訂正符号が読
み出され、他のサブデータがまだ読み出されていない時
点で、その読み出されていないサブデータを回復するの
で、この、他のサブデータの読み出しが完了するのを待
つ必要がない。したがって、ディスクアレイからのデー
タの読み出し時間を実質的に短縮できる。
アレイを構成するように書込まれた複数のサブデータを
読み出す場合に、一部のサブデータと誤り訂正符号が読
み出され、他のサブデータがまだ読み出されていない時
点で、その読み出されていないサブデータを回復するの
で、この、他のサブデータの読み出しが完了するのを待
つ必要がない。したがって、ディスクアレイからのデー
タの読み出し時間を実質的に短縮できる。
【００６７】しかも、この誤り訂正符号として、いずれ
かのディスク記憶装置に障害が発生したときに使用する
ためにディスク記憶装置に記憶するものを使用すれば、
誤り訂正符号を記憶するためのディスク記憶装置を新に
使用することなく本発明を実現できる。
かのディスク記憶装置に障害が発生したときに使用する
ためにディスク記憶装置に記憶するものを使用すれば、
誤り訂正符号を記憶するためのディスク記憶装置を新に
使用することなく本発明を実現できる。
【図１】本発明によるディスクアレイの実施例１の概略
回路図。
回路図。
【図２】図１の装置に使用するパリティ生成回路（１
０）の概略回路図。
０）の概略回路図。
【図３】図１の装置のドライブ選択部（１１）の概略回
路図。
路図。
【図４】図１の装置に使用するアドレス変換テーブルの
一例を示す図。
一例を示す図。
【図５】図１の装置でのデータ読み出し動作のフローチ
ャート。
ャート。
【図６】図１の装置の応答判定回路部における判定方法
のフローチャート。
のフローチャート。
【図７】図１の装置における読み出し動作のタイミング
チャート。
チャート。
【図８】本発明によるディスクアレイの実施例２におけ
る読み出し動作のタイミングチャート。
る読み出し動作のタイミングチャート。
【図９】本発明によるディスクアレイの実施例３の概略
回路図。
回路図。
【図１０】図９の装置に使用するアドレス変換テーブル
を示す図。
を示す図。
【図１１】図９の装置でのデータ読み出し動作のタイミ
ングチャート。
ングチャート。
２ …制御部、５…データ制御回路、１０…パリティ生
成回路（パリティ生成回路）、１２…ドライブインタフ
ェース回路、１３…ドライブ
成回路（パリティ生成回路）、１２…ドライブインタフ
ェース回路、１３…ドライブ
Claims (11)
- 【請求項１】複数のディスク記憶装置を有するディスク
アレイ装置において、 上位装置から供給された書込み要求に応答して、書込み
データを複数のサブデータに分割し、 これらのサブデータに対する誤り訂正符号を作成し、 これらのサブデータとこの作成された誤り訂正符号と
を、上記複数のディスク記憶装置の内の互いに異なるも
のに書込み、 上位装置から供給されたデータ読み出し要求に応答し
て、上記複数のサブデータと上記誤り訂正符号の読み出
しを上記ディスク記憶装置に指示し、 上記複数のディスク記憶装置から上記複数のサブデータ
の一部および上記誤り訂正符号が読み出され、他のサブ
データがまだ読み出されていない時点で、上記読み出さ
れた一部のサブデータと上記読み出された誤り訂正符号
とから、上記読み出されていない他のサブデータを回復
し、 上記読み出された一部のサブデータと上記回復された他
のサブデータとを結合して上記上位装置に供給するデー
タ読み出し方法。 - 【請求項２】上記誤り訂正符号は、上記複数のディスク
記憶装置のいずれかに障害が生じたとき、その障害が生
じたディスク記憶装置以外の他の複数のディスク記憶装
置に保持された、他の複数のサブデータおよび誤り訂正
符号から、その障害が生じたディスク記憶装置に保持さ
れたサブデータを回復するのに使用される誤り訂正符号
である請求項１記載のデータ読み出し方法。 - 【請求項３】上記誤り訂正符号は、上記複数のサブデー
タに対するパリティデータである請求項１記載のデータ
読み出し方法。 - 【請求項４】複数のディスク記憶装置を有するディスク
アレイ装置において、 上位装置から供給された書込み要求に応答して、書込み
データを複数（ｎ）個のサブデータに分割し、 これらのサブデータに対する互いに異なる複数（ｍ）個
の誤り訂正符号を作成し、 これら複数のサブデータとこの作成された複数の誤り訂
正符号とを、上記複数のディスク記憶装置の内の、互い
に異なる複数（ｎ＋ｍ）個のディスク記憶装置に書込
み、 上位装置から供給されたデータ読み出し要求に応答し
て、上記ｎ個のサブデータと上記ｍ個の誤り訂正符号の
読み出しを上記複数（ｎ＋ｍ）個のディスク記憶装置に
指示し、 上記複数（ｎ＋ｍ）のディスク記憶装置から上記複数の
サブデータの一部および上記複数の誤り訂正符号の一つ
もしくはそれ以上が読み出され、他の一つもしくは複数
のサブデータがまだ読み出されていない時点で、上記読
み出された一部のサブデータと上記読み出された一つも
しくは複数の誤り訂正符号とから、上記読み出されてい
ない他の一つもしくは複数のサブデータを回復し、 回復された他の一つもしくは複数のサブデータと読み出
された一部のサブデータとを結合して上記上位装置に供
給するデータ読み出し方法。 - 【請求項５】上記複数の誤り訂正符号は、上記複数のデ
ィスク記憶装置内のいずれかの複数個のディスク記憶装
置に障害が生じたとき、その障害が生じた複数のディス
ク記憶装置以外のディスク記憶装置に保持された一部の
サブデータおよび該複数の誤り訂正符号を使用して、そ
の障害が生じた複数のディスク記憶装置に保持されたサ
ブデータを回復するのに使用される誤り訂正符号である
請求項４記載のデータ読み出し方法。 - 【請求項６】複数対のディスク記憶装置を有するディス
クアレイ装置において、 上位装置から供給された書込み要求に応答して、書込み
データを複数のサブデータに分割し、 これらのサブデータに対する誤り訂正符号を作成し、 これらのサブデータとこの作成された誤り訂正符号を、
上記複数対のディスク記憶装置に、各サブデータおよび
誤り訂正符号がそれぞれ同じ一対のディスク記憶装置に
重複して保持されるように書込み、 上位装置から供給されたデータ読み出し要求に応答し
て、上記複数のサブデータと上記誤り訂正符号の読み出
しを上記複数対のディスク記憶装置に指示し、 上記複数対のディスク記憶装置から上記複数のサブデー
タの一部および上記誤り訂正符号が読み出され、他のサ
ブデータがまだ読み出されていない時点で、上記読み出
された一部のサブデータと上記読み出された誤り訂正符
号とから、上記読み出されていない他のサブデータを回
復し、 上記読み出された一部のサブデータと上記回復された他
のサブデータとを結合して上記上位装置に供給するデー
タ読み出し方法。 - 【請求項７】複数のディスク記憶装置と、 上位装置から供給される、上記複数のディスク記憶装置
に対する書込み要求と読み出し要求を実行する制御部と
を有し、 上記制御部は、 上位装置からから供給された書込み要求に応答して、書
込みデータを複数のサブデータに分割する手段と、 これらのサブデータに対する誤り訂正符号を作成する手
段と、 これらのサブデータとこの作成された誤り訂正符号と
を、上記複数のディスク記憶装置の内の互いに異なるも
のに書込む手段と、 上位装置から供給されたデータ読み出し要求に応答し
て、上記複数のサブデータと上記誤り訂正符号の読み出
しを上記複数のディスク記憶装置に指示する手段と、 上記複数のディスク記憶装置から上記複数のサブデータ
の一部および上記誤り訂正符号が読み出され、他のサブ
データがまだ読み出されていない時点で、上記読み出さ
れた一部のサブデータと上記読み出された誤り訂正符号
とから、上記読み出されていない他のサブデータを回復
する手段と、 上記読み出された一部のサブデータと上記回復された他
のサブデータとを結合して上記上位装置に供給する手段
とを有するディスクアレイ装置。 - 【請求項８】上記複数のディスク記憶装置のいずれかに
障害が生じたとき、その障害が生じたディスク記憶装置
に保持されたサブデータを、そのディスク記憶装置以外
の他の複数のディスク記憶装置内のサブデータ及び誤り
訂正符号を用いて、上記回復手段により回復させる手段
をさらに有する請求項７記載のディスクアレイ装置。 - 【請求項９】複数のディスク記憶装置と、 上位装置から供給される、上記複数のディスク記憶装置
に対する書込み要求と読み出し要求を実行する制御部と
を有し、 上記制御部は、 上位装置からから供給された書込み要求に応答して、書
込みデータを複数（ｍ）のサブデータに分割する手段
と、 これらのサブデータに対する互いに異なる複数の誤り訂
正符号を作成する手段と、 これらのサブデータとこれらの作成された誤り訂正符号
とを、上記複数のディスク記憶装置の内の互いに異なる
ものに書込む手段と、 上位装置から供給されたデータ読み出し要求に応答し
て、上記複数のサブデータと上記複数の誤り訂正符号の
読み出しを上記互いに異なる複数のディスク記憶装置に
指示する手段と、 上記互いに異なる複数のディスク記憶装置から上記複数
のサブデータの一部および上記複数の誤り訂正符号の一
つもしくはそれ以上が読み出され、一つもしくはそれ以
上の他のサブデータがまだ読み出されていない時点で、
上記読み出された一部のサブデータと上記読み出された
一つもしくはそれ以上の誤り訂正符号とから、上記読み
出されていない一つもしくはそれ以上の他のサブデータ
を回復する手段と、 上記読み出された一部のサブデータと上記回復された一
つもしくはそれ以上の他のサブデータとを結合して上記
上位装置に供給する手段とを有するディスクアレイ装
置。 - 【請求項１０】上記複数のディスク記憶装置の内、一つ
もしくはそれ以上のディスク記憶装置に障害が生じたと
き、その障害が生じた一つもしくはそれ以上のディスク
記憶装置に保持された一つもしくは複数のサブデータ
を、そのディスク記憶装置以外の他のディスク記憶装置
内に保持された他の複数のサブデータおよび上記複数の
誤り訂正符号を用いて、上記サブデータ回復手段により
回復させる手段をさらに有する請求項９記載のディスク
アレイ装置。 - 【請求項１１】複数対のディスク記憶装置と、 上位装置から供給される、上記複数対のディスク記憶装
置に対する書込み要求と読み出し要求を実行する制御部
とを有し、 上記制御部は、 上位装置からから供給された書込み要求に応答して、書
込みデータを複数のサブデータに分割する手段と、 これらのサブデータに対する誤り訂正符号を作成する手
段と、 これらのサブデータとこの作成された誤り訂正符号と
を、上記複数対のディスク記憶装置に、各サブデータお
よび誤り訂正符号がそれぞれ同じ一対のディスク記憶装
置に重複して保持されるように書込む手段と、 上位装置から供給されたデータ読み出し要求に応答し
て、上記複数のサブデータと上記誤り訂正符号の読み出
しを上記複数対のディスク記憶装置に指示する手段と、 上記複数対のディスク記憶装置から上記複数のサブデー
タの一部および上記誤り訂正符号が読み出され、他のサ
ブデータがまだ読み出されていない時点で、上記読み出
された一部のサブデータと上記読み出された誤り訂正符
号とから、上記読み出されていない他のサブデータを回
復する手段と、 上記読み出された一部のサブデータと上記回復された他
のサブデータとを結合して上記上位装置に供給する手段
とを有するディスクアレイ装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6316197A JPH08171463A (ja) | 1994-12-20 | 1994-12-20 | ディスクアレイ装置におけるデータ読み出し方法およびディスクアレイ装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6316197A JPH08171463A (ja) | 1994-12-20 | 1994-12-20 | ディスクアレイ装置におけるデータ読み出し方法およびディスクアレイ装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH08171463A true JPH08171463A (ja) | 1996-07-02 |
Family
ID=18074381
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6316197A Pending JPH08171463A (ja) | 1994-12-20 | 1994-12-20 | ディスクアレイ装置におけるデータ読み出し方法およびディスクアレイ装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH08171463A (ja) |
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6643734B2 (en) | 1998-03-10 | 2003-11-04 | Nec Corporation | Control device and control method for a disk array |
| GB2432440A (en) * | 2005-11-21 | 2007-05-23 | Infortrend Technology Inc | Data Access for RAID storage |
| JP2007141264A (ja) * | 1998-12-22 | 2007-06-07 | Hitachi Ltd | 記憶装置システム |
| EP1589426A3 (en) * | 2004-04-22 | 2009-08-12 | Hitachi Ltd. | Redundant disk storage system |
| US7805564B2 (en) | 1998-12-22 | 2010-09-28 | Hitachi, Ltd. | Display apparatus and its method for displaying connections among a host, a logical unit and a storage system in a virtual storage system |
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-
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