JPH08249132A

JPH08249132A - ディスクアレイ装置

Info

Publication number: JPH08249132A
Application number: JP7081946A
Authority: JP
Inventors: Naoki Watanabe; 直企渡辺; Hitoshi Tsunoda; 仁角田; Yoshifumi Takamoto; 良史高本
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1995-03-13
Filing date: 1995-03-13
Publication date: 1996-09-27
Anticipated expiration: 2017-12-24
Also published as: DE69632219D1; EP0732653A3; US5754756A; DE69632219T2; EP0732653B1; JP3358687B2; EP0732653A2

Abstract

(57)【要約】【目的】異なる容量のドライブを用いてディスクアレイ
を構成したときに、テーブルを用いて管理することなど
により、従来はディスクアレイとして使用できなかった
領域もディスクアレイに使用できるようにし、容量の使
用効率を向上させることを目的とする。【構成】容量の異なる記憶装置を含む複数の記憶装置に
よりディスクアレイを構成する際に、該複数の記憶装置
のうち、最も小さな容量の記憶装置に合わせて一つ以上
のパリティグループを構成するとともに、さらに該パリ
ティグループに含まれない空き領域により一つ以上のパ
リティグループまたは単体の記憶領域を構成するように
する。【効果】異なる容量のドライブでディスクアレイを構成
しても、領域の使用効率が向上し、ドライブを効率よく
使用できる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ディスクアレイ装置に
関し、特に高性能な入出力動作を可能とするファイルシ
ステムに関する。

【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、複数のドライブに（通
常は１ビットないし１バイトごとに）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４、５）
について説明する。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。レベル４
ではパリティ用のドライブにパリティを格納し、レベル
５ではパリティをも複数のドライブに分散して格納す
る。レベル４、５では複数のＩ／Ｏが並列に処理可能と
なり、ランダムアクセスの性能向上を図ることができ
る。

【０００７】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。このため、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】パリティは、ディスクアレイを構成する各
ドライブにおいて、対応する各データ間の対応する各ビ
ット毎に排他的論理和をとることにより作成される。こ
の様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以外のドライブに格
納される。

【００１０】ここでは、ディスクアレイを構成するドラ
イブの集まりを論理グループと呼ぶ。また、論理グルー
プ内で、あるドライブに障害が発生した場合に回復可能
なドライブの集合をパリティグループと呼ぶ。一つ以上
のパリティグループを集めたものを論理ヴォリュームと
し、ＣＰＵは論理ヴォリュームを一つのドライブ（仮想
的なドライブ）とみなしアクセスを行う。

【００１１】論理グループを構成するドライブの任意の
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、そのデータが所属する各パリ
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
の排他的論理和をとることにより復元することが可能と
なる。

【００１２】従来、このようなディスクアレイとして
は、ドライブに磁気ディスク装置を用いたものが実現、
検討されてきた。その際、ディスクアレイを構成する各
ドライブは同一容量のものを用いていた。例えば、NCR
社のADP-92-XX（商品名）の「Disk Array Controller S
oftware Release 3.XX Manual」のp7-11では、ディスク
アレイを構成する各ドライブを同一容量で構成しなけれ
ばならないと規定している。しかしながら、現在では、
磁気ディスク装置に限らず多種多様なドライブが存在
し、ドライブの容量の増加およびコストの低減が目覚ま
しい。そこで、ドライブの増設を行おうとする場合、す
べてのドライブを同じ容量のドライブに統一しなければ
ならないのでは、非常に不経済である。

【００１３】一方、MYLEX社のDAC960（商品名）の「Mix
ed drive capacities and Vendors」なるカタログで
は、異なる容量のドライブでディスクアレイを構成する
ことを許している。しかし、このときの制限事項とし
て、ディスクアレイコントローラは、ディスクアレイを
構成するドライブの容量が最も小さな容量のドライブと
同じ容量のドライブとみなすとしている。具体的には、
４台の500MByteのドライブに400MByteのドライブを混在
させた場合には、500MByteのドライブは容量が400MByte
のドライブとして取り扱われる。

【００１４】

【発明が解決しようとする課題】従来のディスクアレイ
の構成方法では、異なる容量のドライブによるディスク
アレイの構成を可能としている。しかし、例えば500MBy
teのドライブを4台と400MByteのドライブを1台でディス
クアレイを構成したときには、すべてのドライブの容量
を400MByteとみなしディスクアレイを構成することにな
る。このため、4台の500MByteのドライブのうち各々100
MByteづつ、計400MByteの領域がディスクアレイに使用
できない。

【００１５】本発明は、異なる容量のドライブを用いて
ディスクアレイを構成したときに、テーブルを用いて管
理することなどにより、従来はディスクアレイとして使
用できなかった領域もディスクアレイに使用できるよう
にし、容量の使用効率を向上させることを目的とする。

【００１６】

【課題を解決するための手段】本発明は、容量の異なる
記憶装置を含む複数の記憶装置によりディスクアレイを
構成する際に、該複数の記憶装置のうち、最も小さな容
量の記憶装置に合わせて一つ以上のパリティグループを
構成するとともに、さらに該パリティグループに含まれ
ない空き領域により一つ以上のパリティグループまたは
単体の記憶領域を構成することを特徴とする。空き領域
にパリティグループを構成する際には、最も小さな空き
領域に合せてパリティグループを構成するとよい。

【００１７】構成したパリティグループおよび単体の記
憶領域に関しては、その構成情報をテーブルとして記憶
しておき、このテーブルにより管理するようにする。テ
ーブルには、ＲＡＩＤの構成、信頼性、および転送速度
に関する情報を格納し、これを用いてデータの配置を決
定するようにしてもよい。例えば、信頼性の高いパリテ
ィグループから順次データの配置を行うようにしてもよ
い。また、何れかの記憶装置が故障したときは、信頼性
が低いパリティグループからデータの回復処理を順次行
うようにするとよい。

【００１８】任意の数のパリティグループをまとめて一
つの仮想的なヴォリューム（論理ヴォリューム）として
取扱うようにしてもよい。この場合、上位装置は論理ア
ドレスとして論理ヴォリュームと論理ヴォリューム内の
アドレスをディスクアレイ装置に与え、ディスクアレイ
装置の側でその論理アドレスに対応する物理アドレスを
求めて実際にアクセスする。

【００１９】

【作用】上記構成によれば、異なる容量の記憶装置を用
いてディスクアレイ装置を構成する際、最も少ない容量
の記憶装置に合せてパリティグループを構成できること
に加え、そのパリティグループを除いた空き領域にも一
つ以上のパリティグループまたは単体の記憶領域を構成
できるので、ディスクアレイの容量効率が向上する。

【００２０】

【実施例】以下、図面を用いて、本発明の実施例を説明
する。

【００２１】図１は、本発明の一実施例に係るディスク
アレイ装置の全体構成を示す。図２は、本実施例のディ
スクアレイ装置におけるデータ分割説明図である。

【００２２】本実施例において、ディスクアレイコント
ローラ（以下、ＡＤＣと呼ぶ）２は、制御部１００と論
理グループ１５により構成される。ＣＰＵ１は、ＡＤＣ
２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。

【００２３】論理グループ１５は、複数台のドライブ１
４（ドライブ＃１〜＃５）と、各々のドライブ１４をド
ライブインタフェース回路（ドライブＩＦ）１３に接続
するドライブパス１６により構成される。現在のディス
クアレイでは、このドライブパス１６として一般にＳＣ
ＳＩバスが使用されている。なお、論理グループ１５を
構成するドライブ１４の数は本発明の効果を得るには、
特に制限は無い。

【００２４】本実施例では、図２に示すように、この論
理グループ１５を４つのパリティグループ１７に分割す
る。パリティグループ１７は、論理グループ１５内のド
ライブ１４をその容量を基準として分割したものであ
る。以下、各ドライブ１４、すなわちドライブ＃１、ド
ライブ＃２、ドライブ＃３、ドライブ＃４、およびドラ
イブ＃５の容量をそれぞれＣｄｒｖ１，Ｃｄｒｖ２，Ｃ
ｄｒｖ３，Ｃｄｒｖ４，Ｃｄｒｖ５とする。本例では、Ｃｄｒｖ３＜Ｃｄｒｖ２＝Ｃｄｒｖ４＜Ｃｄｒｖ５＜Ｃ
ｄｒｖ１であるものとする。

【００２５】図２において、ＰＧ＃１，ＰＧ＃２，ＰＧ
＃３，ＰＧ＃４は、論理グループ１５内に設けられたパ
リティグループを示す。パリティグループＰＧ＃１は、
ドライブ＃１〜＃５の所定の領域（図２の右下がりの細
線の斜線部）からなる。パリティグループＰＧ＃２は、
ドライブ＃１，＃２，＃４，＃５の所定の領域（左下が
りの斜線部）からなる。パリティグループＰＧ＃３は、
ドライブ＃１，＃５の所定の領域（右下がりの太線の斜
線部）からなる。パリティグループＰＧ＃４は、ドライ
ブ＃１の所定の領域（斜線なし）からなる。

【００２６】各パリティグループＰＧ＃１〜ＰＧ＃４の
容量は、基準となるドライブ１４の容量に依存する。例
えば、パリティグループＰＧ＃１は、ドライブ＃３の容
量Ｃｄｒｖ３を基準としており、各ドライブ＃１〜＃５
のＣｄｒｖ３の容量を持った領域で構成される。パリテ
ィグループＰＧ＃１が４Ｄ＋１ＰのＲＡＩＤ構成である
ときには、パリティグループＰＧ＃１の実効容量はＣｄ
ｒｖ３×（５−１）となる。

【００２７】パリティグループＰＧ＃２は、ドライブ＃
２またはドライブ＃４の容量（Ｃｄｒｖ２＝Ｃｄｒｖ
４）を基準として構成されており、ドライブ＃１，＃
２，＃４，＃５のＣｄｒｖ２−Ｃｄｒｖ３の容量を持っ
た領域で構成される。パリティグループＰＧ＃２が３Ｄ
＋１ＰのＲＡＩＤ構成であるときには、パリティグルー
プＰＧ＃２の実効容量は（Ｃｄｒｖ２−Ｃｄｒｖ３）×
（３−１）となる（Ｃｄｒｖ２はＣｄｒｖ４としてもよ
い）。

【００２８】パリティグループＰＧ＃３は、ドライブ＃
５を基準として構成されており、Ｃｄｒｖ５−Ｃｄｒｖ
２（Ｃｄｒｖ２はＣｄｒｖ４としてもよい）の容量を持
った領域で構成される。パリティグループＰＧ＃３がＲ
ＡＩＤレベル１の構成（ミラード・ディスク）であると
きには、パリティグループＰＧ＃３の実効容量は（Ｃｄ
ｒｖ５−Ｃｄｒｖ２）×（２−１）となる（Ｃｄｒｖ２
はＣｄｒｖ４としてもよい）。

【００２９】このように、実際に使用可能な容量は各パ
リティグループ１７のＲＡＩＤ構成に依存する。また、
各パリティグループ１７のＲＡＩＤ構成は自由に構成す
ることが可能であり、構成するドライブ１４の数により
単体ドライブ、またはＲＡＩＤ０〜ＲＡＩＤ５の各々の
構成をとる。本実施例では、パリティグループ１７は１
〜５台のドライブ１４により構成され、各々のパリティ
グループ１７は独立した構成を取ることが可能である。
例えば、１台で構成するときには単体ドライブとして、
２台で構成するときにはＲＡＩＤ０またはＲＡＩＤ１と
して、３台以上で構成されるときにはＲＡＩＤ０〜ＲＡ
ＩＤ５として、それぞれ構成することが可能である。

【００３０】図２の場合は、パリティグループＰＧ＃１
がＲＡＩＤ５、ＰＧ＃２がＲＡＩＤ３、ＰＧ＃３がＲＡ
ＩＤ１、ＰＧ＃４が単体ドライブとなっている。パリテ
ィグループ１７は、ドライブ障害の回復単位である。す
なわち、パリティグループ１７に含まれる何れかのドラ
イブ１４に障害が発生したとき、該パリティグループ１
７がＲＡＩＤ１〜５の構成であれば、障害が発生したド
ライブ１４のデータは他の正常なドライブ１４のデータ
から復元可能である。

【００３１】本発明では、一つ以上のパリティグループ
１７をまとめて一つの論理ヴォリュームとし、それをＣ
ＰＵ１のアクセス単位とする。論理ヴォリュームは、Ｃ
ＰＵ１からは単体ヴォリュームとして認識される。本実
施例では、図２に示すように論理グループ１５内に３つ
の論理ヴォリュームＬＶ＃１，ＬＶ＃２，ＬＶ＃３を設
定している。ＣＰＵ１がアクセスするときに指定する論
理アドレスは、論理ヴォリューム番号（ＩＤ）とデータ
名である。ＡＤＣ２は、アドレス変換テーブル３７（図
３で後述）を用いて、ＣＰＵ１から与えられた論理ヴォ
リューム番号とデータ名を、物理アドレスへと変換す
る。

【００３２】論理ヴォリュームが複数のパリティグルー
プ１７から構成されている場合、この論理ヴォリューム
に書き込まれるデータは、何れかのパリティグループ１
７に割当てられることになる。各データのパリティグル
ープ１７への割当ては、パリティグループ１７間の信頼
性や転送速度が異なることを利用し、以下の様にして決
定することができる。

【００３３】まず最初に、各パリティグループ１７の信
頼性の関係について説明する。図２において、各パリテ
ィグループＰＧ＃１〜ＰＧ＃４のデータが失われるの
は、パリティグループＰＧ＃１では５台のドライブ＃１
〜＃５のうちの任意の２台が故障したとき、パリティグ
ループＰＧ＃２では４台のドライブ＃１，＃２，＃４，
＃５のうちの任意の２台が故障したとき、パリティグル
ープＰＧ＃３では２台のドライブ＃１，＃５の両方が故
障したとき、パリティグループＰＧ＃４では１台のドラ
イブ＃１が故障したときである。よって、各々のパリテ
ィグループ１７の信頼性は、ＰＧ＃３＞ＰＧ＃２＞ＰＧ＃１＞ＰＧ＃４のような関係になっている。

【００３４】この相対的な関係から、図４で後述する論
理グループ構成テーブル１８の信頼性２９を決定する。
信頼性の値は、具体的には、ＰＧ＃３が１、ＰＧ＃２が
２、ＰＧ＃１が３、ＰＧ＃４が４となる（値が小さい方
が信頼性が高い）。

【００３５】このように各パリティグループの信頼性を
示す値をテーブルに設定しておくことにより、例えば、
重要度が高いデータは相対的に信頼性の高いパリティグ
ループＰＧ＃３に格納し、重要度が低いデータは相対的
に信頼性の低いパリティグループＰＧ＃４に格納する、
というような制御が可能となる。具体的には、この制御
は、ＭＰ９が行う。データの重要度は、上位のＣＰＵ１
からデータとともに与えるようにしてもよいし、ＭＰ９
がデータの重要度を判定するようにしてもよい。

【００３６】ＭＰ９またはＣＰＵ１がデータの重要度を
知らない場合には、ＭＰ９が以下のようにしてデータの
配置を決定する。すなわち、論理ヴォリュームの容量に
余裕にあるときには、信頼性の高いパリティグループ１
７にデータを配置し、論理ヴォリュームの残容量が少な
くなるにしたがって信頼性の低いパリティグループ１７
へ配置するようにする。

【００３７】転送速度は、単純にパリティグループ１７
を構成するドライブ数で決まるので以下のような関係に
なる。

【００３８】ＰＧ＃１＞ＰＧ＃２＞ＰＧ＃３＞ＰＧ＃４この相対的な転送速度の関係から、図４で後述する論理
グループ構成テーブル１８の転送速度３０を決定する。
転送速度の値は、具体的には、ＰＧ＃１が１、ＰＧ＃２
が２、ＰＧ＃３が３、ＰＧ＃４が４となる（値が小さい
方が転送速度が速い）。

【００３９】このように各パリティグループの転送速度
を示す値をテーブルに設定しておくことにより、例え
ば、データ量の大きなファイルは転送速度の速いパリテ
ィグループに格納し、データ量の小さなファイルは転送
速度の遅いパリティグループに格納する、というような
制御が可能となる。具体的には、このような制御は、Ｍ
Ｐ９が行う。

【００４０】なお、本実施例では、図２に示すように、
論理ヴォリュームＬＶ＃２が２つのパリティグループＰ
Ｇ＃２，ＰＧ＃３から構成されているが、この論理ヴォ
リュームＬＶ＃２において、データをパリティグループ
ＰＧ＃２またはＰＧ＃３のどちらに割り当てるかの制御
は、次のように行っている。すなわち、ＣＰＵ１が新規
書き込みデータとともにデータの重要度を与え、その重
要度に応じてＭＰ９が、重要度の高いデータは信頼性の
高いパリティグループＰＧ＃３に格納し、重要度の低い
データは信頼性の低いパリティグループＰＧ＃２に格納
する。ＣＰＵ１による重要度の指定がないときは、始め
にパリティグループＰＧ＃２にデータを配置し、パリテ
ィグループＰＧ＃２に空きがなくなったら、パリティグ
ループＰＧ＃３にデータを配置するようにしている。

【００４１】図１において、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３を通ってＡＤＣ
２のインターフェースアダプタ（以下、ＩＦＡｄｐと
呼ぶ）４に入力する。ＩＦＡｄｐ４は、ＣＰＵ１から
発行されたコマンドの受付が可能かどうか判断する。

【００４２】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ＩＦＡ
ｄｐ４により取り込まれる。マイクロプロセッサである
ＭＰ９は、処理可能な場合は受付け処理を行い、処理で
きない場合は受付不可の応答をＣＰＵ１へ送る。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。

【００４３】具体的な読み出しまたは書き込み処理を説
明する前に、初期設定法をまず説明する。

【００４４】（初期設定法）本実施例では、図１に示す
ように、５台のドライブ１４（ドライブ＃１〜＃５）に
より論理グループ１５を構成する。論理グループ１５内
には、図２に示すように、４つのパリティグループ１７
（ＰＧ＃１〜ＰＧ＃４）を構成する。そして、一つある
いは複数のパリティグループ１７により、一つの論理ヴ
ォリューム２７を構成する。この例では、図２に示すよ
うに、パリティグループＰＧ＃１により論理ヴォリュー
ムＬＶ＃１を構成し、パリティグループＰＧ＃２，ＰＧ
＃３により論理ヴォリュームＬＶ＃２を構成し、パリテ
ィグループＰＧ＃４により論理ヴォリュームＬＶ＃３を
構成する。

【００４５】このような構成のディスクアレイを実現す
るためには、まず初期設定を行う必要がある。初期設定
とは、具体的には、論理グループ構成テーブルとアドレ
ス変換テーブルを初期化することである。以下、これら
のテーブルの内容、およびどのように初期設定するかに
ついて説明する。

【００４６】図３は、ＣＰＵ１が読み出しまたは書き込
み要求を発行する際に、指定するアドレス（論理ヴォリ
ューム番号とデータ名）をドライブ１４の物理アドレス
に変換する際に使用するアドレス変換テーブル３７であ
る。図４は、各ドライブ１４がどのパリティグループに
用いられているか、および各パリティグループに関する
情報（ドライブ数、ドライブ内オフセット、ＲＡＩＤレ
ベル、ＲＡＩＤ構成など）を格納する論理グループ構成
テーブル１８である。

【００４７】図４の論理グループ構成テーブル１８と図
３のアドレス変換テーブル３７は、図１に示すようにキ
ャッシュメモリ８内にあり、システムの電源をオンした
ときに、ＭＰ９により論理グループ１５内のある特定の
１台またはそれ以上のドライブ１４から、キャッシュメ
モリ８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、ＭＰ９により、キャッシ
ュメモリ８内のアドレス変換テーブル３７を、読み込ん
できたドライブ１４内の所定の場所にＣＰＵ１の関知無
しに自動的に格納する。図３のアドレス変換テーブル３
７は、図４の論理グループ構成テーブル１８を用いて設
定される。

【００４８】図５は、ＭＰ９が論理グループ構成テーブ
ル１８を初期設定するときの処理フローチャートを示
す。図５を用いて、図２のようなドライブの構成を実現
するために論理グループ構成テーブル１８を初期設定す
る方法について以下に説明する。

【００４９】まず、システム管理者が、論理グループ１
５を構成するドライブ１４を決定する（ステップ３
２）。論理グループ１５を構成するドライブは、ＭＰ９
が自動的に設定してもよい。次に、ＭＰ９が、その論理
グループ１５を構成するすべてのドライブのドライブ番
号（ドライブのＩＤ）と容量とを取得し、図４の論理グ
ループ設定テーブル１８のドライブ番号のフィールド１
９および容量のフィールド２０に設定する（ステップ３
３）。逆にいえば、ドライブ番号のフィールド１９およ
び容量のフィールド２０は、このディスクアレイ装置に
おける論理グループを構成するドライブの番号と容量と
を設定するフィールドである。

【００５０】次に、ＭＰ９が各パリティグループ１７を
決定する。具体的には、まず空き容量が最も少ないドラ
イブに合せて各ドライブから領域を割り当て（ステップ
３４−ａ）、割り当てた領域によりパリティグループを
作成し、そのパリティグループのパラメータを図４の論
理グループ設定テーブル１８に設定する（ステップ３４
−ｂ）。そして、パリティグループに割り当てられてい
ない領域が無くなるまで繰り返す（ステップ３５）。以
下、ステップ３４−ａ、ステップ３４−ｂ、およびステ
ップ３５の処理について、詳細に説明する。

【００５１】まず、ステップ３４−ａの処理について説
明する。ステップ３３で論理グループ設定テーブル１８
（図４）のドライブ番号１９および容量２０が設定され
ているので、そのうち最も容量の小さいドライブを探
す。この例では、ドライブ＃１〜＃５の容量２０が、そ
れぞれ、Ｃｄｒｖ１，Ｃｄｒｖ２，Ｃｄｒｖ３，Ｃｄｒ
ｖ４，Ｃｄｒｖ５であり、Ｃｄｒｖ３＜Ｃｄｒｖ２＝Ｃｄｒｖ４＜Ｃｄｒｖ５＜Ｃ
ｄｒｖ１の関係を満たす。

【００５２】したがって、まず最初に最も容量の小さい
ドライブ＃３の容量２０（＝Ｃｄｒｖ３）に合わせて、
最初のパリティグループＰＧ＃１を生成することにな
る。このとき、各ドライブ＃１〜＃５から同じ容量（＝
Ｃｄｒｖ３）の領域がパリティグループＰＧ＃１に割り
当てられる。割り当てられた領域については、ＭＰ９
が、図４の論理ブロック構成テーブル１８に対して、当
該パリティグループＰＧ＃１を構成するドライブ１４に
対応するフラグ３１の内容を「１」に設定する。使用し
ないドライブ１４については、ＭＰ９はフラグ３１の内
容を「０」に設定する。

【００５３】フラグ３１は、パリティグループを構成す
るドライブを示すフラグである。すなわち、あるパリテ
ィグループとあるドライブに対応するフラグ３１が
「１」であるときは、当該ドライブが当該パリティグル
ープを構成するドライブの１つであることを示す。フラ
グ３１が「０」のときは、当該ドライブが当該パリティ
グループを構成するドライブでないことを示す。

【００５４】この例では、パリティグループＰＧ＃１
は、ドライブ＃１〜＃５から構成されるので、ドライブ
＃１〜＃５に対応するフラグ３１の内容が「１」に設定
される。

【００５５】次に、ステップ３４−ｂの処理について説
明する。ＭＰ９は、設定されたパリティグループ１７に
対して、そのパリティグループ１７の構成情報を図４の
論理グループ構成テーブル１８に設定する。ここで設定
する構成情報としては、ドライブ数２２、ドライブ内オ
フセット値２３、ＲＡＩＤレベル２４、ＲＡＩＤ構成２
５、および容量２６がある。以下、これらの構成情報に
ついて説明する。

【００５６】ドライブ数２２は、当該パリティグループ
１７を構成するドライブ１４の数である。当該パリティ
グループ１７を構成するドライブは、当該パリティグル
ープ１７に対応するフラグ３１を参照すれば分かる。そ
こで、ＭＰ９は、フラグ３１を参照して当該パリティグ
ループが幾つのドライブから構成されているかを調べ、
そのドライブ数を論理グループ構成テーブル１８のドラ
イブ数２２に設定する。例えば、パリティグループＰＧ
＃１が５台のドライブ１４で構成されていることが、フ
ラグ３１から分かるので、パリティグループＰＧ＃１の
ドライブ数２２は５である。

【００５７】ドライブ内オフセット２３は、当該パリテ
ィグループ１７に含まれるドライブ１４の領域のオフセ
ット（すなわち、当該パリティグループの領域の先頭ア
ドレス）であり、ＭＰ９が各ドライブ１４の容量２０を
参照して決定し設定する。例えば、パリティグループＰ
Ｇ＃１の場合は、ドライブ１４の先頭からパリティグル
ープＰＧ＃１の領域が開始するので、ドライブ内オフセ
ットＰＧｏｆｆ１の値は０である。また、パリティグル
ープＰＧ＃２の場合は、パリティグループＰＧ＃１で使
用された領域（その容量はＣｄｒｖ３）の分がオフセッ
トとなるため、ドライブ内オフセットＰＧｏｆｆ２はＣ
ｄｒｖ３となる。

【００５８】ＲＡＩＤレベル２４は、パリティグループ
１７を構成するＲＡＩＤのレベルであり、システム管理
者の指定に基づいて設定する。システム管理者は、いま
作成中のパリティグループ１７とそのパリティグループ
１７を構成するドライブ１４に関する情報を元に、各パ
リティグループ１７のＲＡＩＤレベルを決定し、指定す
る。ＭＰ９は、その指定に基づき論理グループ構成テー
ブル１８のＲＡＩＤレベル２４を設定する。

【００５９】図４では、ＰＧ＃１のＲＡＩＤレベル２４
が５、ＰＧ＃２のＲＡＩＤレベル２４が３、ＰＧ＃３の
ＲＡＩＤレベル２４が１と設定されている。また、一台
のドライブ１４のみで構成されるパリティグループ（図
４ではＰＧ＃４）はＲＡＩＤレベル２４の設定は行わな
い。

【００６０】なお、ＲＡＩＤレベル２４の設定は、シス
テム管理者の指定によるのでなく、ＭＰ９により自動的
に行うようにしてもよい。例えば、３台以上のドライブ
で構成されるパリティグループはＲＡＩＤ３、ＲＡＩＤ
４またはＲＡＩＤ５とし、２台のドライブで構成される
パリティグループはＲＡＩＤ１とし、１台のドライブで
構成されるパリティグループはＲＡＩＤ０（単体ドライ
ブ）とする、というようにＭＰ９が自動的に設定するこ
とも可能である。

【００６１】ＲＡＩＤ構成２５は、当該パリティグルー
プ１７を構成するＲＡＩＤの構成であり、システム管理
者の指定に基づき設定する。すなわち、システム管理者
が、当該パリティグループ１７に関するＲＡＩＤレベル
２４、ドライブ数２２、および各ドライブの容量２０を
参照してＲＡＩＤの構成を指定し、その指定に基づいて
ＭＰ９がＲＡＩＤ構成２５を設定する。

【００６２】ＲＡＩＤ構成２５の設定は、システム管理
者の指定によるのでなく、ＭＰ９により自動的に行うよ
うにしてもよい。その場合、例えば、予め各ＲＡＩＤレ
ベルに対するＲＡＩＤ構成を決めておき、当該パリティ
グループのＲＡＩＤレベル２４に応じてＲＡＩＤ構成２
５の設定を行う。

【００６３】容量２６は、当該パリティグループ１７の
データ領域として使用可能な領域の大きさであり、ＭＰ
９が論理グループ構成テーブル１８の各ドライブ１４の
容量２０と当該パリティグループ１７のＲＡＩＤ構成２
５を参照することにより、論理グループ構成テーブル１
８の容量２６に設定する。例えば、パリティグループＰ
Ｇ＃１は、容量２０が最も小さいドライブであるドライ
ブ＃３の容量（＝Ｃｄｒｖ３）に合せて作成したもので
あり、４Ｄ＋１Ｐ（ＲＡＩＤ５）構成である。この場合
には、容量２６として設定するＣｌｖ１の値は、（５−
１）×Ｃｄｒｖ３となる。

【００６４】以上のようにして、ステップ３４−ａおよ
びステップ３４−ｂにより、論理グループ構成テーブル
１８に１つのパリティグループに関する情報を設定した
後、ステップ３５の判定を行う。すなわち、パリティグ
ループ１７に割り当てられていない領域が未だ残ってい
るか否かを判定する。割り当てられていない領域が残っ
ているときには、ステップ３４−ａに戻って、残った領
域に対して同様の処理を繰り返す。

【００６５】例えば、上述の手順でパリティグループＰ
Ｇ＃１を設定した後では、ドライブ＃１，＃２，＃４，
＃５には、未だ割り当てられていない領域が残ってい
る。これらのドライブ１４について、再度パリティグル
ープ１７の設定を行う（ステップ３４−ａ，３４−
ｂ）。ドライブ＃１，＃２，＃４，＃５のうち、割り当
てられていない最も小さい領域はドライブ＃２，＃４で
あり、これらのドライブに合わせて、パリティグループ
ＰＧ＃１と同様の方法で、パリティグループＰＧ＃２を
設定する。上記の処理を、パリティグループに割り当て
られていない領域が無くなるまで繰り返す。

【００６６】本実施例では、パリティグループ１７を生
成する処理を、割り当てられていない領域が無くなるま
で繰り返している。しかし、実際には、割り当てられて
いない領域が無くなるまで繰り返し行う必要は無く、ド
ライブ１４を基準に分割した任意の領域に対してパリテ
ィグループ１７の設定を行うことが可能である。例え
ば、図３において、パリティグループＰＧ＃１，ＰＧ＃
２を設定した後では、ドライブ＃１，＃５に、割り当て
られていない領域が残っている。本実施例ではさらにパ
リティグループＰＧ＃３，ＰＧ＃４を生成しているが、
これらの割り当てられていない領域を単体ドライブの集
合として取り扱うことが容易に実現可能である。

【００６７】ステップ３５でパリティグループに割り当
てられていない領域がなくなったら（すなわち、すべて
の領域の割り当てが終了したら）、パリティグループ１
７間の相対的な信頼性２９および転送速度３０のレベル
を設定する（ステップ３６−ａ）。既に図２で説明した
ように、本例では、信頼性は、ＰＧ＃３＞ＰＧ＃２＞ＰＧ＃１＞ＰＧ＃４となるように、また転送速度はＰＧ＃１＞ＰＧ＃２＞ＰＧ＃３＞ＰＧ＃４となるように、信頼性２９および転送速度３０が設定さ
れる。

【００６８】一般に、信頼性２９は、パリティグループ
１７を構成するドライブ１４が２台のときにはミラー、
ｎ（ｎ＞３）台のときには（ｎ−１）Ｄ＋１ＰのＲＡＩ
Ｄの構成とすると、２台で構成＞３台で構成＞…＞ｍ台で構成＞１台で構成（ｍは論理グル−プ１５の全ドライブ数）の順でレベル
を付ければよい。また、転送速度は、台数の多いパリテ
ィグループ１７から高いレベルを付ければよい。

【００６９】次にシステム管理者が、パリティグループ
１７を組み合わせて論理ヴォリューム２７を決定し、論
理ヴォリューム番号２８を論理グループ構成テーブル１
８（図４）に設定する（ステップ３６−ｂ）。図２で
は、パリティグループＰＧ＃１で論理ヴォリュームＬＶ
＃１を構成しているので、パリティグループＰＧ＃１の
論理ヴォリューム番号２８はＬＶ＃１となる。同様に、
パリティグループＰＧ＃２とＰＧ＃３で論理ヴォリュー
ムＬＶ＃２を構成しているので、パリティグループＰＧ
＃２とＰＧ＃３の論理ヴォリューム番号２８はＬＶ＃２
と設定される。パリティグループＰＧ＃４も、同様にし
て、論理ヴォリューム番号２８はＬＶ＃３と設定され
る。

【００７０】以上のようにして、図４の論理グループ構
成テーブル１８の初期設定を行った後、その論理グルー
プ構成テーブル１８を元にして、図３に示すような論理
グループ１５内の各論理ヴォリューム２７に対するアド
レス変換テーブル３７を設定する。

【００７１】図３において、アドレス変換テーブル３７
は、論理ヴォリューム番号２８、データ名３８、キャッ
シュアドレス３９、ＤドライブＮｏ．４０、障害フラグ
４１、ＰドライブＮｏ．４２、およびＳＣＳＩ内アドレ
ス（Ａｄｄｒ）４３の各フィールドにより構成される。

【００７２】論理ヴォリューム番号２８は、論理ヴォリ
ューム２７の番号（ＩＤ）を格納するフィールドであ
る。論理ヴォリューム番号２８には、図４の論理グルー
プ構成テーブル１８において設定した論理ヴォリューム
番号２８を初期設定する。データ名３８は、論理ヴォリ
ューム２７内の論理アドレスを格納するフィールドであ
る。データ名３８は、すべて空き（未登録）に初期設定
する。逆にいえば、データ名３８が空きのとき、対応す
る領域が空き領域であることを示す。

【００７３】キャッシュアドレス３９には、データ名３
８のデータがキャッシュメモリ８上に存在する場合には
該当するキャッシュメモリ８内アドレスが格納される。
キャッシュアドレス３９は、すべて空きに初期設定す
る。障害フラグ４１には、データ名３８のデータが格納
されているドライブ１４が故障していないときには
「０」を設定し、データ名３８のデータが格納されてい
るドライブ１４が故障しているときには「１」を設定す
る。障害フラグ４１は、すべて「０」に初期設定する。

【００７４】ＤドライブＮｏ．４０は、データ名３８の
データが格納されているドライブ１４の番号を格納する
フィールドである。ＰドライブＮｏ．４２は、データ名
３８のデータに対応するパリティが格納されているドラ
イブ１４の番号を格納するフィールドである。なお、パ
リティが格納されているドライブ（すなわち、Ｐドライ
ブＮｏ．４２のドライブ）が故障しているときには、そ
のパリティを作成するのに用いたデータに対応する障害
フラグ４１をすべて「１」に設定する。例えば、図３に
おいて、データ＃５，＃６，＃７，＃８はそれぞれドラ
イブ＃１，＃２，＃３，＃５に格納され、それらのデー
タから作成したパリティがドライブ＃４に格納されてい
るが、データ＃５，＃６，＃７，＃８の障害フラグ４１
がすべて「１」であるのでパリティを格納したドライブ
＃４が故障していることが分かる。

【００７５】ＳＣＳＩ内アドレス４３は、データ名３８
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１４内の物理的なアドレス（ＳＣＳＩ内のア
ドレス）を格納するフィールドである。具体的には、要
求データが格納されている当該ドライブ１４の番号と当
該ドライブ１４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からなる。

【００７６】ＤドライブＮｏ．４０、ＰドライブＮｏ．
４２、およびＳＣＳＩ内アドレス４３は、当該論理ヴォ
リュームを構成するパリティグループのドライブ内オフ
セット２３、ＲＡＩＤレベル２４、ＲＡＩＤ構成２５、
および容量２６に応じて初期設定する。例えば、論理ヴ
ォリューム番号ＬＶ＃１のパリティグループＰＧ＃１
は、ＲＡＩＤレベル２４がレベル５で、ＲＡＩＤ構成２
５が４Ｄ＋１Ｐであり、ドライブ内オフセット２３がＰ
Ｇｏｆｆ１（＝０）で、容量２６がＣｌｖ１＝（５−
１）×Ｃｄｒｖ３である。そこで、容量２６がＣｌｖ１
となる分だけのＳＣＳＩ内アドレスをＰＧｏｆｆ１から
確保し、そのアドレスをすべて設定する。そして、ＲＡ
ＩＤレベルとＲＡＩＤ構成に応じてＤドライブＮｏ．４
０とＰドライブＮｏ．４２をすべて設定する。

【００７７】本実施例では、論理グループ１５を構成す
る各ドライブ１４において、パリティを作成するデータ
と、これらのデータから作成されたパリティは、同一Ｓ
ＣＳＩ内アドレス４３に格納される。図６は、本実施例
のディスクアレイ装置におけるデータの格納の様子を模
式的に示したものである。特に図６は、図３のアドレス
変換テーブル３７に対応した状態を示している。

【００７８】例えば、図３のアドレス変換テーブル３７
によれば、データ＃１，＃２，＃３，＃４がそれぞれド
ライブ＃１，＃２，＃３，＃４のＳＣＳＩ内アドレス４
３がＤＡＤＲ１の位置に格納され、それらのデータから
作成したパリティがドライブ＃５のＳＣＳＩ内アドレス
４３がＤＡＤＲ１の位置に格納されていることが分か
る。図６のＳＣＳＩ内アドレスがＤＡＤＲ１の位置に
は、このように格納されたデータおよびパリティが図示
されている。

【００７９】なお、本実施例ではパリティを作成するデ
ータおよびパリティを同一のＳＣＳＩ内アドレス４３に
格納するようにしたが、ＳＣＳＩ内アドレス４３が異な
っていても、問題はないことは明らかである。

【００８０】（アドレス変換法）次に、図３のアドレス
変換テーブル３７を用いたアドレスの変換法について説
明する。

【００８１】読み出しまたは書き込み要求を指示するＣ
ＰＵ１は、論理アドレスとして論理ヴォリューム番号２
８とデータ名３８を指定する。ＣＰＵ１からの読み出し
または書き込み要求と当該アドレスを受け取ったＡＤＣ
２のＭＰ９は、図３のアドレス変換テーブル３７によ
り、そのデータが実際に格納されているドライブ１４の
番号（ＤドライブＮｏ．４０）、ドライブ内物理アドレ
ス（ＳＣＳＩ内アドレス４３）、キャッシュメモリ８内
のアドレス（キャッシュアドレス３９）、およびデータ
の関与しているパリティの格納されているドライブ１４
の番号（ＰドライブＮｏ．４２）を求める。

【００８２】例えば、図３および図６において、ＣＰＵ
１から論理ヴォリューム番号ＬＶ＃１でデータ名がデー
タ＃２なる論理アドレスでアクセス要求が発行された場
合、ＭＰ９は、アドレス変換テーブル３７から当該論理
アドレスがドライブ＃２のＳＣＳＩ内アドレス４３がＤ
ＡＤＲ１に該当することを知り、物理的なアドレスに変
換する。このとき、アドレス変換テーブル３７において
データ＃２のキャッシュアドレス３９にＣＡＤＲ３が登
録されているため、このデータ＃２はキャッシュメモリ
８内のＣＡＤＲ３に存在することが分かる。もし、キャ
ッシュアドレス３９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８内には存在しない。

【００８３】さらに、このデータ＃２が関与したパリテ
ィは、図３のアドレス変換テーブル３７から、パリティ
ドライブ番号（ＰドライブＮｏ．４２）がドライブ＃５
のＳＣＳＩ内アドレス４３がＤＡＤＲ１の位置に格納さ
れていることが分かる。このように、ＣＰＵ１から指定
された論理ヴォリューム番号２８およびデータ名３８
を、実際に読み出し／書き込みを行うドライブ１４の物
理的なアドレスに変換した後、ドライブ＃２のデータ＃
２のデータに対し読み出しまたは書き込み要求が発行さ
れる。

【００８４】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。

【００８５】なお、本実施例ではＲＡＩＤレベルが５の
構成のパリティグループ１７に対する読み出し／書き込
み処理を例に挙げて説明しているが、他のＲＡＩＤレベ
ルでも容易に実施可能である。

【００８６】（新規書き込み処理）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。

【００８７】ＣＰＵ１からのコマンドを受け取ると、Ａ
ＤＣ２のＭＰ９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、ＩＦＡｄｐ
４を介してＡＤＣ２に取り込まれ、ＭＰ９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。

【００８８】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、ＭＰ９の指示により、ＩＦＡ
ｄｐ４とＣＰＵ１間の接続を確立する。ＣＰＵ１とＡＤ
Ｃ２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。

【００８９】ＣＰＵ１からは、論理アドレス（論理ヴォ
リューム番号およびデータ名）と書き込みデータが転送
される。ＣＨＩＦ５は、ＭＰ９の指示により、ＣＰＵ
１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
ンタフェースパス４での転送速度からＡＤＣ２内での処
理速度に速度調整される。具体的には、ＣＰＵ１とＡＤ
Ｃ２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、ＣＨＩＦ５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。

【００９０】ＣＨＩＦ５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（ＤＣ
Ｃ）６によるデータ転送制御を受け、キャッシュアダプ
タ回路（ＣＡｄｐ）７に転送され、ＣＡｄｐ７によ
りキャッシュメモリ８内に格納される。ＣＡｄｐ７
は、ＭＰ９の指示に応じて、キャッシュメモリ８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８の状態を監視したり、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。

【００９１】ＭＰ９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、ＭＰ９はＣＰＵ１から論理アドレ
スとして送られてきた論理ヴォリューム番号２８のデー
タ名をアドレス変換テーブル３７へ登録する処理を開始
する。

【００９２】具体的には、以下のようにする。図３のア
ドレス変換テーブル３７において、データ名３８が登録
されていない場合は、その項に登録されているＤドライ
ブＮｏ．４０のドライブ１４内のＳＣＳＩ内アドレス４
３の領域にはデータが格納されていない空き領域であ
る。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がある。こ
の削除する場合は、アドレス変換テーブル３７において
当該データ名３８の削除がＭＰ９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
れていない領域がすべて０のデータと見なして作成さ
れ、アドレス変換テーブル３７で指定されているＰドラ
イブＮｏ．４２のドライブ１４の、データと同じＳＣＳ
Ｉ内アドレス４３に、格納される。

【００９３】新規データを書き込む場合、ＭＰ９は、ア
ドレス変換テーブル３７において新規にデータを書き込
む空き領域（データ名３８が登録されていない項）を認
識し、アドレス変換テーブル３７の当該項へＣＰＵ１か
ら送られてきたデータ名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。これにより、新規書き込み
データの書き込み領域が確保されたことになる。新規書
き込みデータのドライブ１４における書き込み領域の確
保が完了したら、アドレス変換テーブル３７においてこ
の確保した領域に対応するキャッシュアドレス３９に新
規書き込みデータを格納したキャッシュメモリ８内のア
ドレスを登録する。

【００９４】なお、ＣＰＵ１から送られてきた論理アド
レスの論理ヴォリューム番号がＬＶ＃２であった場合、
論理ヴォリューム番号ＬＶ＃２は２つのパリティグルー
プＰＧ＃２，ＰＧ＃３から構成されているので、新規書
き込みデータをどちらのパリティグループに割り当てる
かを決定する必要がある。この場合、ＭＰ９は、ＣＰＵ
１から新規書き込みデータとともにそのデータの重要度
が送られてきているときは、その重要度に基づいて、信
頼性２９の高いＰＧ＃３に割り当てるか、信頼性２９の
低いＰＧ＃２に割り当てるか、を決定する。そして、決
定したパリティグループＰＧ＃２またはＰＧ＃３内でデ
ータ名３８が登録されていない項を探し、そこに新規書
き込みデータのデータ名を登録するようにする。また、
ＣＰＵ１からデータの重要度が送られてきていないとき
は、始めにパリティグループＰＧ＃２にデータを配置
し、パリティグループＰＧ＃２に空きがなくなったら、
パリティグループＰＧ＃３にデータを配置するようにす
る。

【００９５】ＭＰ９により以上のようなアドレス変換テ
ーブル３７への登録が完了したら、以下のように、この
新規書き込みデータによりパリティを更新し（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
パリティとする）、論理グループ１５内のドライブ１４
へ新規書き込みデータと新パリティを格納する。

【００９６】本実施例では、論理グループ１５を構成す
る各ドライブ１４において、図６に示すようにデータお
よびパリティが格納されるとする。まず、ＭＰ９は、Ｃ
ＰＵ１が指定した論理アドレス（論理ヴォリューム番号
２８およびデータ名３９）からアドレス変換テーブル３
７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１４（ＤドライブＮｏ．４０およびＰドライブＮ
ｏ．４２）とそのドライブ１４内の物理的なアドレスで
あるＳＣＳＩ内アドレス４３を認識する。

【００９７】例えば、図３および図６において、ＭＰ９
は、ＤドライブＮｏ．４０がドライブ＃２のドライブ１
４のＳＣＳＩ内アドレス４３がＤＡＤＲ１の位置に新規
に論理ヴォリューム番号ＬＶ＃１のデータ＃２のデータ
を書き込むと認識したとする。ＤドライブＮｏ．４０が
ドライブ＃２であるドライブ１４のＳＣＳＩ内アドレス
４３がＤＡＤＲ１の位置に書き込まれるデータに対応し
て、ＰドライブＮｏ．４２がドライブ＃５であるドライ
ブ１４のＳＣＳＩ内アドレス４３がＤＡＤＲ１の位置に
パリティが格納されることを、ＭＰ９はアドレス変換テ
ーブル３７により認識している。このようにしてＭＰ９
が新規に書き込むデータ並びにこのデータおよびパリテ
ィを書き込んむ物理アドレスを認識した後、ＭＰ９は、
ドライブ＃２のドライブ１４に対し新規に書き込むデー
タの書き込み処理を開始し、ドライブ＃５のドライブ１
４に対しパリティの更新処理を開始する。

【００９８】パリティの更新処理においては、まずＭＰ
９が、ドライブＩＦ１３に対し、当該ドライブ１４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。ド
ライブＩＦ１３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１４のドライブパス１
６を介して発行する。ドライブＩＦ１３から読み出しコ
マンドを発行された当該ドライブ１４では、指示された
ＳＣＳＩ内アドレス４３へシーク、回転待ちのアクセス
処理を行う。当該ドライブ１４におけるアクセス処理が
完了した後、当該ドライブ１４は、当該旧パリティを読
み出しドライブパス１６を介してドライブＩＦ１３へ転
送する。

【００９９】ドライブＩＦ１３では、転送されてきた当
該旧パリティをドライブ１４側のキャッシュアダプタ回
路（ＣＡｄｐ）１０に転送し、ＣＡｄｐ１０ではキ
ャッシュメモリ８に当該旧パリティを格納する。このと
き、ＣＡｄｐ１０は、キャッシュメモリ８に当該旧パ
リティを格納したことをＭＰ９に報告する。このように
当該旧パリティをキャッシュメモリ８に読み出した後、
ＭＰ９は、パリティ生成回路（ＰＧ）１１に対し、キャ
ッシュメモリ８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を行い更新後の新パ
リティを作成することを指示する。ＰＧ１１は、この指
示に応じて新パリティを作成し、キャッシュメモリ８内
に格納する。

【０１００】新パリティのキャッシュメモリ８への格納
完了後、ＭＰ９は、新規書き込みデータ（ＬＶ＃１の論
理ヴォリューム２７のデータ＃２のデータ名３８のデー
タ）をドライブ＃２のＳＣＳＩ内アドレス４３がＤＡＤ
Ｒ１の位置に、新パリティをドライブ＃５のＳＣＳＩ内
アドレス４３がＤＡＤＲ１の位置に、それぞれ書き込む
制御を開始する。

【０１０１】まずＭＰ９は、ドライブＩＦ1３に対し、
当該ドライブ１４へ新規に書き込むデータと新パリティ
の書き込み要求を発行するように指示する。ドライブＩ
Ｆ１３では、ＳＣＳＩの書き込み処理手順に従って、当
該ドライブ１４に対し書き込みコマンドをドライブパス
１６を介して発行する。ドライブＩＦ１３から書き込み
コマンドを発行された当該ドライブ１４においては、指
示されたＳＣＳＩ内アドレス４３へシーク、回転待ちの
アクセス処理を行う。

【０１０２】当該ドライブ１４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(ＣＡｄｐ)１０
は、キャッシュメモリ８から新規書き込みデータまたは
新パリティを読み出し、ドライブＩＦ１３へ転送する。
ドライブＩＦ１３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パス１６を介して当該
ドライブ１４に転送し、当該ドライブ１４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。
そして、ＣＡｄｐ１０は、当該ドライブ１４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ＭＰ９
に報告する。

【０１０３】（書き込み処理）次に、すでにドライブ１
４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。

【０１０４】ＣＰＵ１からの書き込み要求（データの更
新）のコマンドを受取ったＭＰ９は、ＣＰＵ１が指定し
た論理アドレス（論理ヴォリューム番号２８およびデー
タ名３８）からアドレス変換テーブル３７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１４のＤ
ドライブＮｏ．４０およびＰドライブＮｏ．４２、これ
らのドライブ１４内の物理的なアドレスであるＳＣＳＩ
内アドレス４３、並びに障害フラグ４１を認識する。当
該データまたは当該パリティの格納されている当該ドラ
イブ１４に対するアドレス変換テーブル３７内の障害フ
ラグ４１がオフ（すなわち「０」）なら、ＭＰ９は、こ
れらのドライブ１４は正常と認識し、以下のように更新
の処理を行う。

【０１０５】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８に格納される。例えば、図３および
図６に示す状態において、ＣＰＵ１からドライブ＃２の
ＳＣＳＩ内アドレス４３がＤＡＤＲ１のデータ＃２に対
し、更新する書き込み要求が発行されたとする。ＭＰ９
は、アドレス変換テーブル３７により、更新されるデー
タ（旧データ）のＤドライブＮｏ．４０、ＳＣＳＩ内ア
ドレス４３、キャッシュアドレス３９、および更新され
るパリティ（旧パリティ）のＰドライブＮｏ．４２を認
識する。

【０１０６】そして、ＭＰ９は、アドレス変換テーブル
３７の当該キャッシュアドレス３９に、新規書き込みデ
ータを格納したキャッシュメモリ８内のアドレスを登録
する。旧データがキャッシュメモリ８にない場合は、旧
データと旧パリティをそれぞれのドライブ１４から読み
出してキャッシュメモリ８に格納する。また、旧データ
がキャッシュメモリ８にある場合は、旧パリティのみド
ライブ１４から読み出してキャッシュメモリ８に格納す
る。このときの旧データおよび旧パリティをドライブ１
４から読み出しキャッシュメモリ８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１４からキャッシュメモリ８へ
の読み出し方法と同じである。

【０１０７】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、排他的論理和を行い更新
後の新パリティを作成しキャッシュメモリ８に格納す
る。このようにパリティの更新処理が完了したら、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に新
データおよび新パリティを当該ドライブ１４の当該ＳＣ
ＳＩ内アドレス４３に格納する。

【０１０８】（障害ドライブ１４への書き込み処理）次
に、すでにドライブ１４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１４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。

【０１０９】ＣＰＵ１からの書き込み要求（データの更
新）のコマンドを受取ったＭＰ９は、ＣＰＵ１が指定し
た論理アドレス（論理ヴォリューム番号２８およびデー
タ名３８）からアドレス変換テーブル３７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１４のＤ
ドライブＮｏ．４０およびＰドライブＮｏ．４２、これ
らのドライブ１４内の物理的なアドレスであるＳＣＳＩ
内アドレス４３、並びに障害フラグ４１を認識する。当
該データの格納されている当該ドライブ１４に対するア
ドレス変換テーブル３７内の障害フラグ４１がオン（す
なわち「１」）なら、ＭＰ９は、このドライブ１４は異
常と認識し、以下のように更新の処理を行う。

【０１１０】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８に格納される。例えば、図３および
図６に示す状態において、ＣＰＵ１からドライブ＃４の
ＳＣＳＩ内アドレス４３がＤＡＤＲ１のデータ＃４に対
し、更新する書き込み要求が発行されたとする。ＭＰ９
は、アドレス変換テーブル３７により、更新されるデー
タ（旧データ）のＤドライブＮｏ．４０、ＳＣＳＩ内ア
ドレス４３、キャッシュアドレス３９、および更新され
るパリティ（旧パリティ）のＰドライブＮｏ．４２を認
識する。そして、ＭＰ９は、アドレス変換テーブル３７
において旧データの格納されているドライブ＃４のドラ
イブ１４の障害フラグ４１がオン（１）となっているた
め、ドライブ＃４に障害が発生していると認識し、障害
時の書き込み処理を開始する。

【０１１１】まず、ＭＰ９は、アドレス変換テーブル３
７の当該キャッシュアドレス３９に、キャッシュメモリ
８内の新規書き込みデータを格納したアドレスを登録す
る。次に、ＭＰ９は、パリティグループ１７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
スをアドレス変換テーブル３７により認識する。ここで
は、旧データであるデータ＃４を回復するためのデータ
であるデータ＃１，＃２，＃３およびパリティが、それ
ぞれドライブ＃１，＃２，＃３，＃５のＳＣＳＩ内アド
レス４３がＤＡＤＲ１の位置にあることを認識すること
になる。

【０１１２】次に、ＭＰ９は、認識したそれぞれのドラ
イブ１４から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８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、アドレス変換テーブル
３７においてキャッシュアドレス３９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８に存
在しているとして、ＭＰ９はドライブ１４からの読み出
し処理は行わない。

【０１１３】なお、これらのデータおよびパリティをド
ライブ１４から読み出してキャッシュメモリ８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１４からキャッシュメモリ８への読み出し方
法と同じである。

【０１１４】このように読み出したデータおよびパリテ
ィと新規書き込み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、排他的論理和を行い更新後の新パリティを作成
し、キャッシュメモリ８に格納する。このようにパリテ
ィの更新処理が完了したら、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１４の当該ＳＣＳＩ内アドレス４３の位
置に格納することで、パリティの更新のみを行う。

【０１１５】なお、更新される旧データから作成したパ
リティを格納しているドライブが障害を起こした場合
は、旧データを新規書き込みデータに置き換える処理を
行い、パリティは格納しない。例えば、図３において、
データ＃５に対する更新の場合、データ＃５〜＃８から
作成したパリティを格納したドライブ＃４が障害を起こ
しているので、ＭＰ９は、旧データ＃５を新規書き込み
データに置き換える処理のみを行い、パリティは作成し
ない。

【０１１６】（読み出し処理）次に、すでにドライブ１
４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。

【０１１７】ＣＰＵ１からのデータ読み出し要求のコマ
ンドを受取ったＭＰ９は、ＣＰＵ１が指定した論理アド
レス（論理ヴォリューム番号２８およびデータ名３８）
からアドレス変換テーブル３７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１４のＤドライブＮ
ｏ．４０、そのドライブ１４内のＳＣＳＩ内アドレス４
３、および障害フラグ４１を認識する。当該データまた
は当該パリティの格納されている当該ドライブ１４に対
するアドレス変換テーブル３７内の障害フラグ４１がオ
フ（０）なら、ＭＰ９は、このドライブ１４は正常と認
識し、以下のように読み出し処理を行う。

【０１１８】まず、ＭＰ９は、アドレス変換テーブル３
７のキャッシュアドレス３９を調べ、キャッシュメモリ
８内に読み出したいデータが存在するかどうか判定す
る。キャッシュアドレス３９にアドレスが登録されてお
り、キャッシュメモリ８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、ＭＰ９が、キ
ャッシュメモリ８から当該データを読み出す制御を開始
する。また、キャッシュメモリ８内に読み出したいデー
タが無い場合（キャッシュミス）、ＭＰ９は、当該ドラ
イブ１４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。

【０１１９】キャッシュヒットした場合、ＭＰ９は、ア
ドレス変換テーブル３７によりＣＰＵ１から指定してき
た論理アドレス（論理ヴォリューム番号２８およびデー
タ名３８）を、当該データが格納されているキャッシュ
メモリ８内のキャッシュアドレス３９に変換し、キャッ
シュメモリ８へ当該データを読み出しに行く。具体的に
は、ＭＰ９の指示の元でキャッシュアダプタ回路（Ｃ
Ａｄｐ）７によりキャッシュメモリ８から当該データは
読み出される。

【０１２０】ＣＡｄｐ７により読み出されたデータ
は、データ制御回路（ＤＣＣ）６の制御の元でチャネル
インタフェース回路（ＣＨＩＦ）５に転送される。Ｃ
ＨＩＦ５では、ＣＰＵ１におけるチャネルインタフェ
ースのプロトコルに変換し、チャネルインタフェースに
対応する速度に速度調整する。ＣＨＩＦ５におけるプ
ロトコル変換および速度調整後は、ＩＦＡｄｐ４によ
りＣＰＵ１へデータ転送を行う。

【０１２１】一方、キャッシュミスの場合、ＭＰ９は、
キャッシュヒット時と同様に、アドレス変換テーブル３
７により、ＣＰＵ１が指定した論理アドレスから、ドラ
イブ１４のＤドライブＮｏ．４０、そのドライブ１４内
の物理的なアドレスであるＳＣＳＩ内アドレス４３、お
よび障害フラグ４１を認識する。ＭＰ９は、この認識し
たＤドライブＮｏ．４０とＳＣＳＩ内アドレス４３の位
置に対し、ドライブＩＦ１３に、当該ドライブ１４への
読み出し要求を発行するように指示する。ドライブＩＦ
１３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パス１６を介して発行する。

【０１２２】ドライブＩＦ１３から読み出しコマンドを
発行された当該ドライブ１４においては、指示されたＳ
ＣＳＩ内アドレス４３へシーク、回転待ちのアクセス処
理を行う。当該ドライブ１４におけるアクセス処理が完
了した後、当該ドライブ１４は、当該データを読み出し
ドライブパス１６を介してドライブＩＦ１３へ転送す
る。ドライブＩＦ１３では転送されてきた当該データを
ドライブ１４側のキャッシュアダプタ回路（ＣＡｄ
ｐ）１０に転送し、ＣＡｄｐ１０ではキャッシュメモ
リ８にデータを格納する。

【０１２３】このとき、ＣＡｄｐ１０はキャッシュメ
モリ８にデータを格納することをＭＰ９に報告し、ＭＰ
９はこの報告を元にアドレス変換テーブル３７のＣＰＵ
１が読み出し要求を発行した論理アドレス（論理ヴォリ
ューム番号２８およびデータ名３８）のキャッシュアド
レス３９にデータを格納したキャッシュメモリ８内のア
ドレスを登録する。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。

【０１２４】（障害ドライブ１４への読み出し処理）次
に、障害ドライブ１４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。

【０１２５】ＣＰＵ１からのデータ読み出し要求のコマ
ンドを受取ったＭＰ９は、ＣＰＵ１が指定した論理アド
レス（論理ヴォリューム番号２８およびデータ名３８）
からアドレス変換テーブル３７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１４のＤドライブＮ
ｏ．４０、そのドライブ１４内のＳＣＳＩ内アドレス４
３、および障害フラグ４１を認識する。当該データの格
納されている当該ドライブ１４に対するアドレス変換テ
ーブル３７内の障害フラグ４１がオン（１）なら、ＭＰ
９は、このドライブ１４は異常と認識し、以下のように
読み出し処理を行う。

【０１２６】まず、ＭＰ９は、アドレス変換テーブル３
７のキャッシュアドレス３９を調べ、キャッシュメモリ
８内に読み出したいデータが存在するかどうか判定す
る。キャッシュアドレス３９にアドレスが登録されてお
り、キャッシュメモリ８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、正常時と同様
に、ＭＰ９が、キャッシュメモリ８から当該データを読
み出す制御を開始する。一方、キャッシュメモリ８内に
読み出したいデータが無い場合（キャッシュミス）、Ｍ
Ｐ９は、以下に示すような障害ドライブ１４への読み出
し処理を開始する。

【０１２７】まずＭＰ９は、アドレス変換テーブル３７
により、旧データ（障害ドライブ中の読み出したいデー
タ）の回復処理に関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１４のＤドライブＮｏ．４０および
ＰドライブＮｏ．４２、それらのドライブ１４内の物理
的なアドレスであるＳＣＳＩ内アドレス４３、並びに障
害フラグ４１を認識する。次に、ＭＰ９は、認識したそ
れぞれのドライブ１４から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８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、アドレス変
換テーブル３７においてキャッシュアドレス３９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８に存在しているとして、ＭＰ９はドライブ１４か
らの読み出し処理は行わない。

【０１２８】なお、これらのデータおよびパリティをド
ライブ１４から読み出してキャッシュメモリ８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１４からキャッシュ
メモリ８への読み出し方法と同じである。

【０１２９】ＭＰ９は、ＰＧ１１によって、このように
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
を行い障害ドライブ１４内に格納されている当該データ
を復元してキャッシュメモリ８に格納する。このとき、
ＣＡｄｐ１０は、キャッシュメモリ８にデータを格納
することをＭＰ９に報告する。ＭＰ９は、アドレス変換
テーブル３７において、ＣＰＵ１が読み出し要求を発行
した論理アドレス（論理ヴォリューム番号２８およびデ
ータ名３８）に対するキャッシュアドレス３９に、デー
タを格納したキャッシュメモリ８内のアドレスを登録す
る。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。

【０１３０】なお、読み出すべきデータから作成したパ
リティを格納しているドライブが障害を起こした場合
は、通常の読み出し処理と同様に処理すればよい。例え
ば、図３において、データ＃５に対する読み出しの場
合、ＭＰ９は、アドレス変換テーブル３７から、データ
＃５に対応する障害フラグが「１」であることを認識す
るが、同時にデータ＃５〜＃８に対応する障害フラグが
すべて「１」であることを認識するので、これらのデー
タから作成したパリティを格納したドライブ＃４が障害
を起こしていることが分かる。そこで、ＭＰ９は、通常
の読み出し処理と同様にして、データ＃５を読み出す処
理を行う。

【０１３１】（障害回復処理）次に、障害が発生したド
ライブ１４を正常なドライブに置き換えた後に、元の障
害ドライブ１４内のデータを回復して置き換えた正常な
ドライブに復元する方法について説明する。

【０１３２】ＭＰ９は、論理グループ１５内の任意のド
ライブ１４に障害が発生したことを認識すると、アドレ
ス変換テーブル３７上の障害が発生したドライブ１４の
すべての項に対し、障害フラグ４１をオン（１）とす
る。例えば、ドライブ＃４に障害が発生したとすると、
ＭＰ９により、図３のアドレス変換テーブル３７に示す
ように、ドライブ＃４に関する項のすべての障害フラグ
４１がオン（１）にされる。なお、パリティが格納され
ているドライブ（すなわち、ＰドライブＮｏ．４２のド
ライブ）が故障しているときには、そのパリティを作成
するのに用いたデータに対応する障害フラグ４１をすべ
て「１」に設定するから、図３では、ドライブ＃４にパ
リティを格納しているデータ＃５，＃６，＃７，＃８の
障害フラグ４１がすべて「１」とされている。

【０１３３】任意のドライブ１４に障害が発生したとき
には、以上のように障害フラグを設定し、障害ドライブ
に対するデータの書き込みと読み出しは既に説明した方
法により継続できる。一方、障害が発生したドライブは
正常なドライブに置き換える必要があるから、オペレー
タにより障害ドライブを正常なドライブに交換（あるい
は修理）したり、予め予備のドライブが用意されている
ときはその予備のドライブに切り替えることなどを行
う。そして、障害ドライブを正常なドライブに置き換え
た後に、障害ドライブのデータを他のドライブのデータ
から回復して正常なドライブに復元する回復処理を行う
必要がある。

【０１３４】この回復処理はパリティグループを単位と
して実行するが、本実施例では、信頼性（データ消失確
率）と障害時の性能に基づいた順序でパリティグループ
の回復処理を行う。以下、このような回復処理ついて詳
細に説明する。

【０１３５】図２や図６に示すように、本実施例では論
理グループ１５を構成するドライブ１４内には、４個の
データと１個のパリティ（４Ｄ＋１Ｐ）であるパリティ
グループＰＧ＃１、３個のデータと１個のパリティ（３
Ｄ＋１Ｐ）であるパリティグループＰＧ＃２、二重化で
あるパリティグループＰＧ＃３、および単体ドライブで
あるパリティグループＰＧ＃４が存在する。ＤＡＤＲ
１，２は４Ｄ＋１ＰであるパリティグループＰＧ＃１の
ＳＣＳＩ内アドレス、ＤＡＤＲ３，４は３Ｄ＋１Ｐであ
るパリティグループＰＧ＃２のＳＣＳＩ内アドレス、Ｄ
ＡＤＲ５，６，７は二重化であるパリティグループＰＧ
＃３のＳＣＳＩ内アドレス、ＤＡＤＲ８は単体ドライブ
であるパリティグループＰＧ＃４のＳＣＳＩ内アドレス
である。

【０１３６】パリティグループＰＧ＃４は単体ドライブ
と同等の信頼性のため、パリティグループＰＧ＃４を格
納しているドライブ＃１が故障するとデータは消失す
る。ＰＧ＃４を除く３種類のパリティグループ１７間で
は、信頼性が高く障害時の性能が高い方から順に並べる
と、二重化，３Ｄ＋１Ｐ，４Ｄ＋１Ｐの順になる。具体
的には、ＤＡＤＲ１，２を含む４Ｄ＋１Ｐであるパリテ
ィグループＰＧ＃１では、１台目のドライブ１４に障害
が発生し、そのドライブの回復処理前にさらに論理グル
ープ１５内の他の任意のドライブ１４に障害が発生する
と、データ消失となる。一方、ＤＡＤＲ２，３を含む３
Ｄ＋１ＰであるパリティグループＰＧ＃２では、１台目
のドライブ１４に障害が発生し、そのドライブの回復処
理前に論理グループ１５内のさらにもう１台のドライブ
１４に障害が発生しても、それがパリティグループＰＧ
＃２を構成しているデータが格納されているドライブ１
４でなければ、データ消失とはならない。さらに、二重
化であるパリティグループＰＧ＃３に関しては、二重化
のペアのドライブ１４の両方に障害が発生するのでなけ
れば、データ消失とはならない。

【０１３７】以上のように、パリティグループ１７の構
成により、２台目のドライブ１４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。この確率は、論理
グループ構成テーブル１８の信頼性２９に示される。す
なわち、信頼性２９の値が大きい（信頼性が低い）パリ
ティグループのほうが、２台目のドライブに障害が発生
してデータ消失する確率が高いことになる。

【０１３８】また、この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。上述の障害時
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１４に対し書き込みまたは読み出
し要求が発生した場合、４Ｄ＋１Ｐでは４台のドライブ
１４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１４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１４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、読み出し要
求を発行しなければならないドライブ数が４Ｄ＋１Ｐ，
３Ｄ＋１Ｐ，二重化の順に少なくなるため、この順に障
害時の性能は高くなっていく。

【０１３９】そこで本実施例では、１台目のドライブ１
４に障害が発生し、この障害が発生したドライブ１４内
のデータを復元する回復処理を行う場合、信頼性が低く
障害時の性能が低い（すなわち、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）が高
い）パリティグループ１７から順次回復処理を行う。具
体的には、論理グループ構成テーブル１８の信頼性２９
を参照し、信頼性２９の値が大きい（信頼性が低い）パ
リティグループから順次回復処理を行うことになる。

【０１４０】以下、信頼性２９に基づいた順序でパリテ
ィグループの回復処理を行う例を具体的に説明する。

【０１４１】図３および図６において、ドライブ＃４に
障害が発生したとする。まず、この障害が発生したドラ
イブ＃４を正常なドライブに交換する。ドライブ１４の
障害に備えて予備のドライブ１４を予め用意してある場
合は、この予備のドライブ１４に切り換える。このとき
交換後のドライブ１４の容量、ドライブ１４の数は自由
である。

【０１４２】交換後のドライブ１４の容量が交換前のド
ライブ１４の容量と異なる場合には、論理グループ内の
パリティグループの再構築を行ったのち、データの回復
処理を行う。交換後のドライブ１４が交換前のドライブ
１４よりも容量が小さい場合には、信頼性の低い（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）が高い）パリティグループ１７から順次回
復処理を行う。交換後のドライブ１４が足りない領域に
関連するデータは、論理ヴォリューム１５内の空き領域
で回復処理を行う。

【０１４３】具体的には、まずドライブ＃４のＳＣＳＩ
内アドレス４３がＤＡＤＲ１およびＤＡＤＲ２の位置に
はパリティグループＰＧ＃１のデータ＃４およびパリテ
ィが格納され、ＳＣＳＩ内アドレス４３がＤＡＤＲ３お
よびＤＡＤＲ４の位置にはパリティグループＰＧ＃２の
データ＃１０，＃１３が格納されている。ＰＧ＃１は４
Ｄ＋１Ｐのパリティグループ１７、ＰＧ＃２は３Ｄ＋１
Ｐのパリティグループ１７である。

【０１４４】図４の論理グループ構成テーブル１８を参
照することにより、障害が発生したドライブ＃４がパリ
ティグループＰＧ＃１とＰＧ＃２に用いられていること
が分かる。これらのパリティグループＰＧ＃１，＃２の
うち、パリティグループＰＧ＃１の方が、信頼性２９の
値が大きく、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。そこで、ＭＰ９
は、パリティグループＰＧ＃１のデータ＃４の復元を最
初に行う。

【０１４５】すなわち、まずＭＰ９は、アドレス変換テ
ーブル３７により、データ＃１，＃２，＃３が格納され
ているＤドライブＮｏ．４０、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ＰドライブＮｏ．４
２、それらのドライブ１４内の物理的なアドレスである
ＳＣＳＩ内アドレス４３、および障害フラグ４１を認識
する。次に、ＭＰ９は、それぞれのドライブ１４からこ
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８に格納する。

【０１４６】このとき、これらのデータおよびパリティ
の中で、図３のアドレス変換テーブル３７のキャッシュ
アドレス３９にアドレスが登録されているデータは、も
うすでにキャッシュメモリ８に存在しているとして、Ｍ
Ｐ９はドライブ１４からの読み出し処理は行わない。例
えば、図３のデータ＃２である。なお、これらのデータ
およびパリティをドライブ１４から読み出してキャッシ
ュメモリ８に格納する方法は、先に説明したドライブ１
４からキャッシュメモリ８への読み出し方法と同じであ
る。

【０１４７】ＭＰ９は、ＰＧ１１によって、このように
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
を行い障害ドライブ＃４内に格納されているデータ＃４
を復元しキャッシュメモリ８に格納する。このとき、Ｃ
Ａｄｐ１０は、キャッシュメモリ８にデータを格納す
ることをＭＰ９に報告する。ＭＰ９は、この報告を元
に、アドレス変換テーブル３７のキャッシュアドレス３
９に、復元したデータ＃４を格納したキャッシュメモリ
８内のアドレスを登録し、対応する障害フラグ４１をオ
フ（０）とする。

【０１４８】以上のようにして、障害ドライブ＃４のパ
リティグループＰＧ＃１のデータおよびパリティをすべ
て復元し、交換した正常なドライブ１４に復元したデー
タを格納する。パリティグループＰＧ＃１に含まれるド
ライブ＃４のデータがすべて回復した後は、データ消失
確率は低下し障害時の性能は向上する。

【０１４９】次に、障害ドライブ＃４の３Ｄ＋１Ｐのパ
リティグループＰＧ＃２に所属するデータの回復処理を
開始する。回復処理方法は、上述の５Ｄ＋１Ｐのパリテ
ィグループＰＧ＃１と同様である。

【０１５０】以上により、ドライブ＃４内のパリティグ
ループＰＧ＃１，ＰＧ＃２が復元され、ドライブ＃４が
復元されたことになる。

【０１５１】なお、障害ドライブに二重化のパリティグ
ループＰＧ＃３が含まれていた場合には、引続き、パリ
ティグループＰＧ＃３に所属するデータの回復処理を行
う。二重化のデータに対する回復処理方法では、二重化
しているドライブ１４のうちの故障していない側のドラ
イブ１４に格納されているデータをキャッシュメモリ８
に読み出して、障害ドライブを置き換えた正常なドライ
ブ１４にキャッシュメモリ８からこのデータを書き込
む。ドライブ１４からデータをキャッシュメモリ８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、キャッシュミスのときと同じである。

【０１５２】なお、本実施例では図２に示すような論理
グループ１５内のデータ配置で説明してきたが、論理グ
ループ１５内のデータ配置はユーザの初期設定の際に自
由に設定可能であり、制約はない。また、ＲＡＩＤのレ
ベル５において、パリティグループ１７を３Ｄ＋２Ｐの
ようにしてパリティグループ１７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１７の設定も可能である。

【０１５３】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
いパリティグループ１７の順（４Ｄ＋１Ｐ，３Ｄ＋１
Ｐ，二重化の順）に回復処理を行った。

【０１５４】この方法の変形例として、以下のような方
法を用いてもよい。すなわち、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１７（消失確率は
二重化，３Ｄ＋１Ｐ，４Ｄ＋１Ｐの順に高くなる）に格
納し、一方、回復処理はデータの消失確率が低いパリテ
ィグループ１７の順（二重化、３Ｄ＋１Ｐ、４Ｄ＋１Ｐ
の順）に行うようにする。このように信頼性を重視した
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。

【０１５５】以上のように本発明では、ユーザの使用環
境に応じて、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、ＭＰ９に対し初期設定
の段階で指示する。

【０１５６】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１４
に書き込まれているデータが重要な場合、ドライブ１４
内のデータをＭＴ（磁気ディスク）や光ディスクなどに
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１
４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。

【０１５７】そこで、本発明を適用して、パリティグル
ープ１７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。具体的には、消失確率は、二重化，３Ｄ
＋１Ｐ，４Ｄ＋１Ｐ（，単体ドライブ）のパリティグル
ープ１７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１７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１７の特性により分散することが可
能となる。

【０１５８】さらに、障害回復と同様に、データの重要
性が高いほど、信頼性の高いパリティグループ１７（消
失確率は二重化，３Ｄ＋１Ｐ，４Ｄ＋１Ｐ（，単体ドラ
イブ）の順に高くなる）に格納し、バックアップは信頼
性の低いパリティグループ１７（二重化，３Ｄ＋１Ｐ，
５Ｄ＋１Ｐ（，単体ドライブ）の順）に行うようにし
て、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。

【０１５９】なお上記実施例では、複数のパリティグル
ープにより１つの論理ヴォリュームを構成する場合、Ｍ
Ｐ９が、データの重要度（ＣＰＵ１から与えられる）に
応じて、信頼性の高いパリティグループにデータを割り
当てるか、または信頼性の低いパリティグループにデー
タを割り当てるかを決定していた。しかし、そのような
判断は、ＣＰＵ１の側で行うようにしてもよい。

【０１６０】例えば、ＣＰＵ１からディスクアレイ装置
に問合せを発行することなどにより、ＣＰＵ１が各パリ
ティグループの信頼性や転送速度（図４の論理グループ
構成テーブル１８の信頼性２９や転送速度３０）を知る
ことができるようにしておき、ＣＰＵ１がデータの特性
（データの重要度や大きさ）に応じてそのデータを書き
込むのにふさわしい信頼性や転送速度を有するパリティ
グループを決定する。そして、ＣＰＵ１からパリティグ
ループを個別に指定して、データを書き込むようにして
もよい。

【０１６１】また、１つの論理ヴォリュームを１つのパ
リティグループで構成するようにし、やはりＣＰＵ１が
各パリティグループの信頼性や転送速度を知ることがで
きるようにしておき、ＣＰＵ１がデータの特性（データ
の重要度や大きさ）に応じてそのデータを書き込むのに
ふさわしい信頼性や転送速度を有するパリティグループ
を決定し、パリティグループを個別に指定して、データ
を書き込むようにしてもよい。

【０１６２】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
異なる容量の記憶装置を用いてディスクアレイ装置を構
成する際、最も少ない容量の記憶装置に合せてパリティ
グループを構成できることに加え、そのパリティグルー
プを除いた空き領域にも一つ以上のパリティグループま
たは単体の記憶領域を構成できるので、従来はディスク
アレイとして使用できなかった領域もディスクアレイに
使用できるようになり、容量の使用効率が向上する。

【図面の簡単な説明】

【図１】実施例のディスクアレイ装置の全体構成図

【図２】実施例のディスクアレイ装置におけるデータ分
割説明図

【図３】実施例のディスクアレイ装置におけるアドレス
変換テーブルを示す図

【図４】実施例のディスクアレイ装置における論理グル
ープ構成テーブルを示す図

【図５】論理グループ構成テーブルの設定の手順を示す
フローチャート図

【図６】実施例のディスクアレイ装置におけるデータの
格納の様子を示す説明図

【符号の説明】

１：ＣＰＵ、２：アレイディスクコントローラ（ＡＤ
Ｃ）、３：外部パス、４：インタフェースアダプタ（Ｉ
ＦＡｄｐ）、５：チャネルインタフェース回路（ＣＨ
ＩＦ）、６：データ制御回路（ＤＣＣ）、７：チャネ
ル側キャッシュアダプタ（ＣＡｄｐ）、８：キャッシ
ュメモリ、９：マイクロプロセッサ（ＭＰ）、１０：ド
ライブ側キャッシュアダプタ（ＣＡｄｐ）、１１：パ
リティ生成回路（ＰＧ）、１２：セレクタ、１３：ドラ
イブインタフェース回路（ＤｒｉｖｅＩＦ）、１４：
ドライブ、１５：論理グループ、１６：ドライブパス、
１７：パリティグループ、１８：論理グループ構成テー
ブル、１９：ドライブ番号、２０：ドライブ容量、２
１：パリティグループ番号、２２：ドライブ数、２３：
ドライブ内オフセット、２４：パリティグループＲＡＩ
Ｄレベル、２５：パリティグループＲＡＩＤ構成、２
６：パリティグループ容量、２７：論理ヴォリューム、
２８：論理ヴォリューム番号、２９：パリティグループ
信頼性、３０：パリティグループ転送速度、３１：フラ
グ、３７：アドレス変換テーブル、３８：データ名、４
０：ＤドライブＮｏ．、４１：障害フラグ、４２：Ｐド
ライブＮｏ．、４３：ＳＣＳＩ内アドレス。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】上位装置からのデータと該データから生成
されたパリティを格納する複数の記憶装置と、該複数の
記憶装置が接続された制御装置とを備え、該複数の記憶装置のうち少なくとも何れか２つの記憶装
置は容量が異なるものとし、該複数の記憶装置のうち、最も小さな容量の記憶装置に
合わせて一つ以上のパリティグループを構成するととも
に、さらに該パリティグループに含まれない空き領域に
より一つ以上のパリティグループまたは単体の記憶領域
を構成することを特徴とするディスクアレイ装置。
【請求項２】前記空き領域に構成するパリティグループ
は、前記複数の記憶装置から前記最も小さな容量の記憶
装置を除いたもののうち、前記空き容量が最も少ない記
憶装置に合わせて構成したパリティグループである請求
項１に記載のディスクアレイ装置。
【請求項３】前記複数の記憶装置上に構成したすべての
パリティグループおよび単体の記憶領域に関する情報を
設定したテーブルを設け、該テーブルにより各パリティ
グループおよび単体の記憶領域を管理する請求項１また
は２の何れか１つに記載のディスクアレイ装置。
【請求項４】前記複数の記憶装置上に構成したパリティ
グループのＲＡＩＤ構成は、各パリティグループごとに
独立に設定されている請求項３に記載のディスクアレイ
装置。
【請求項５】前記テーブルには、各パリティグループの
ＲＡＩＤの構成、信頼性、および転送速度に関する情報
を格納し、これを用いてデータの配置を決定する請求項
４に記載のディスクアレイ装置。
【請求項６】前記データの配置の際に、前記信頼性の高
いパリティグループから順次データの配置を行う請求項
５に記載のディスクアレイ装置。
【請求項７】前記複数の記憶装置の何れかの記憶装置が
故障したとき、前記信頼性が低いパリティグループから
データの回復処理を順次行う請求項５に記載のディスク
アレイ装置。
【請求項８】前記複数の記憶装置上に構成したパリティ
グループのうち任意の数のパリティグループにより一つ
の論理ヴォリュームを構成し、該一つの論理ヴォリュー
ムが上位装置から一つの仮想的なヴォリュームとしてア
クセス可能となるように上位装置からのアクセス要求を
処理する請求項５に記載のディスクアレイ装置。
【請求項９】上位装置からパリティグループを指定せず
論理ヴォリュームと該論理ヴォリューム内の論理アドレ
スとを指定したデータの書き込み要求が為されたとき
は、前記制御装置上で該書き込みデータの要求する信頼
性または転送速度に合ったパリティグループを選択し、
選択したパリティグループに該書き込みデータを書き込
む請求項８に記載のディスクアレイ装置。
【請求項１０】前記複数の記憶装置上に構成した一つの
パリティグループにより一つの論理ヴォリュームを構成
するようにした請求項８に記載のディスクアレイ装置。
【請求項１１】前記論理ヴォリュームを構成するパリテ
ィグループの信頼性および転送速度を上位装置にあらか
じめ知らせておき、上位装置からのデータの入出力要求
の際には、パリティグループと該パリティグループ内の
論理アドレスを指定し、データの要求する信頼性または
転送速度に合ったパリティグループを上位装置上で選択
する請求項１０に記載のディスクアレイ装置。
【請求項１２】少なくとも何れか２つの記憶装置は容量
が異なるものであるような複数の記憶装置と、該複数の
記憶装置に対するアクセスを制御する制御装置とを備え
るとともに、該制御装置は、あらかじめ該複数の記憶装置のうち容量が最も少ない記
憶装置に合せたパリティグループを設定し、さらに該パ
リティグループに含まれない空き領域により一つ以上の
パリティグループまたは単体の記憶領域を設定するとと
もに、それらのパリティグループまたは単体の記憶領域
に関して、何れの記憶装置の何れの領域から構成されて
いるかを示す構成情報および各パリティグループのＲＡ
ＩＤの構成情報を論理グループ構成テーブルとして記憶
する手段と、上記論理グループ構成テーブルの構成情報に基づいて、
上位装置からのデータの入出力要求の際に指定される論
理アドレスを前記記憶装置の物理アドレスに変換するた
めのアドレス変換テーブルを作成して記憶する手段と、上位装置から論理アドレスを指定したデータの入出力要
求が為されたときは、上記アドレス変換テーブルを参照
して該論理アドレスに対応する前記記憶装置の物理アド
レスを求め、該物理アドレスにアクセスする手段とを備
えたことを特徴とするディスクアレイ装置。
【請求項１３】少なくとも何れか２つの記憶装置は容量
が異なるものであるような複数の記憶装置と、該複数の
記憶装置に対するアクセスを制御する制御装置とを備え
たディスクアレイ装置の初期設定方法であって、上記各記憶装置の容量を取得するステップと、上記複数の記憶装置のうち容量が最も少ない記憶装置に
合わせ、上記各記憶装置のそれぞれから該容量分の領域
を割り当ててパリティグループを設定するステップと、上記パリティグループを設定した領域を除いた空き領域
が存在する記憶装置の該空き領域に、さらに一つ以上の
パリティグループまたは単体の記憶領域を設定するステ
ップと、設定したパリティグループまたは単体の記憶領域が何れ
の記憶装置の何れの領域から構成されているかを示す構
成情報および各パリティグループのＲＡＩＤの構成情報
を格納した論理グループ構成テーブルを作成するステッ
プと、上記論理グループ構成テーブルの構成情報に基づいて、
上位装置からのデータの入出力要求の際に指定される論
理アドレスを前記記憶装置の物理アドレスに変換するた
めのアドレス変換テーブルを作成するステップとを備え
たことを特徴とするディスクアレイ装置の初期設定方
法。