JPH08249134A - 冗長性パリティ記憶技法に従ってユーザ・データを書き込む方法 - Google Patents
冗長性パリティ記憶技法に従ってユーザ・データを書き込む方法Info
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- JPH08249134A JPH08249134A JP7334559A JP33455995A JPH08249134A JP H08249134 A JPH08249134 A JP H08249134A JP 7334559 A JP7334559 A JP 7334559A JP 33455995 A JP33455995 A JP 33455995A JP H08249134 A JPH08249134 A JP H08249134A
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- A61P—SPECIFIC THERAPEUTIC ACTIVITY OF CHEMICAL COMPOUNDS OR MEDICINAL PREPARATIONS
- A61P9/00—Drugs for disorders of the cardiovascular system
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- G06F2211/10—Indexing scheme relating to G06F11/10
- G06F2211/1002—Indexing scheme relating to G06F11/1076
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Abstract
(57)【要約】
【課題】パリティ書き込みの間、必要とされるI/Oの数
が少ない改善された書込み性能を持つディスク・アレイ
・データ記憶システムを提供する。 【解決手段】ディスク・アレイは、各ストライプが複数
の記憶ディスクにわたる複数のストライプを有する。各
ストライプは、複数のセグメントからなる。部分的スト
ライプ・ポインタが個々のストライプを参照し、セグメ
ント・フィル・ポインタが参照されたストライプのセグ
メントを参照する。ユーザ・データを選ばれたセグメン
トに書き込む際、そのストライプのパリティ値を増分的
に決定し、キャッシュに一時記憶しておき、そのストラ
イプ全体のデータ書き込みが終わり、全体のパリティが
決定された後、パリティ・セグメントに書き込む。デー
タ書き込みの都度、パリティ・セグメントを読み、書き
戻す必要がないので、書き込み性能が向上する。
が少ない改善された書込み性能を持つディスク・アレイ
・データ記憶システムを提供する。 【解決手段】ディスク・アレイは、各ストライプが複数
の記憶ディスクにわたる複数のストライプを有する。各
ストライプは、複数のセグメントからなる。部分的スト
ライプ・ポインタが個々のストライプを参照し、セグメ
ント・フィル・ポインタが参照されたストライプのセグ
メントを参照する。ユーザ・データを選ばれたセグメン
トに書き込む際、そのストライプのパリティ値を増分的
に決定し、キャッシュに一時記憶しておき、そのストラ
イプ全体のデータ書き込みが終わり、全体のパリティが
決定された後、パリティ・セグメントに書き込む。デー
タ書き込みの都度、パリティ・セグメントを読み、書き
戻す必要がないので、書き込み性能が向上する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は、ディスク・アレ
イに、より具体的には、冗長性記憶能力を持つ冗長で階
層的なディスク・アレイ・データ記憶システムに関す
る。この発明は、またデータがディスク・アレイに書き
込まれる際に、冗長性を増加的に生成する方法に関す
る。
イに、より具体的には、冗長性記憶能力を持つ冗長で階
層的なディスク・アレイ・データ記憶システムに関す
る。この発明は、またデータがディスク・アレイに書き
込まれる際に、冗長性を増加的に生成する方法に関す
る。
【０００２】ディスク・アレイ・データ記憶システム
は、一つの大容量記憶システムを形づくるよう配列さ
れ、コーディネートされる複数の記憶ディスク・ドライ
ブ装置を持つ。そのような記憶装置のための3つの主要
な設計基準がある。それは、費用、パフォーマンスおよ
び可用性である。メガバイトあたりの費用が小さく、高
い入出力パフォーマンスおよび高いデータ可用性を持つ
記憶装置を生産することが最も望ましい。「可用性」
が、その記憶装置に格納されたデータをアクセスする能
力およびなんらかの故障の場合に継続操作を保証する能
力である。典型的に、データ可用性は、データ、または
データ間の関係が複数のロケーションに格納される冗長
性の使用を通して提供される。ディスク・アレイにおけ
る記憶ディスクが部分的、あるいは完全に故障する場
合、ユーザ・データは、残っているディスクに格納され
た冗長データを通して再建されることができる。
は、一つの大容量記憶システムを形づくるよう配列さ
れ、コーディネートされる複数の記憶ディスク・ドライ
ブ装置を持つ。そのような記憶装置のための3つの主要
な設計基準がある。それは、費用、パフォーマンスおよ
び可用性である。メガバイトあたりの費用が小さく、高
い入出力パフォーマンスおよび高いデータ可用性を持つ
記憶装置を生産することが最も望ましい。「可用性」
が、その記憶装置に格納されたデータをアクセスする能
力およびなんらかの故障の場合に継続操作を保証する能
力である。典型的に、データ可用性は、データ、または
データ間の関係が複数のロケーションに格納される冗長
性の使用を通して提供される。ディスク・アレイにおけ
る記憶ディスクが部分的、あるいは完全に故障する場
合、ユーザ・データは、残っているディスクに格納され
た冗長データを通して再建されることができる。
【０００３】
【従来の技術】冗長データを格納するには2つの共通の
方法がある。第１の方法、すなわち「ミラー」法による
と、データは、複製され、その記憶装置の2つの別々の
領域に格納される。例えば、ディスク・アレイにおい
て、同じデータがディスク・アレイの2つの別々のディ
スクに提供される。ミラー法は、二重記憶技術によって
高いパフォーマンスおよび高いデータ可用性の利点を持
っている。しかし、ミラー法は、データを格納する費用
を実質的に２倍にするので比較的高価である。
方法がある。第１の方法、すなわち「ミラー」法による
と、データは、複製され、その記憶装置の2つの別々の
領域に格納される。例えば、ディスク・アレイにおい
て、同じデータがディスク・アレイの2つの別々のディ
スクに提供される。ミラー法は、二重記憶技術によって
高いパフォーマンスおよび高いデータ可用性の利点を持
っている。しかし、ミラー法は、データを格納する費用
を実質的に２倍にするので比較的高価である。
【０００４】第２の方法、すなわち「パリティ」法で
は、記憶領域の一部分が、冗長データを格納するために
使われるが、冗長な記憶領域のサイズは、オリジナルの
データを格納するのに使われた残りの記憶スペースより
小さい。例えば、5つのディスクを持つディスク・アレ
イにおいて、4つのディスクが、データを格納するのに
使われ、5番目のディスクが冗長データを格納するのに
使われる。パリティ法は、ミラー法より低コストだとい
う利点があるが、ミラー法に比べるとパフォーマンスお
よび可用性特性において劣る。
は、記憶領域の一部分が、冗長データを格納するために
使われるが、冗長な記憶領域のサイズは、オリジナルの
データを格納するのに使われた残りの記憶スペースより
小さい。例えば、5つのディスクを持つディスク・アレ
イにおいて、4つのディスクが、データを格納するのに
使われ、5番目のディスクが冗長データを格納するのに
使われる。パリティ法は、ミラー法より低コストだとい
う利点があるが、ミラー法に比べるとパフォーマンスお
よび可用性特性において劣る。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】この発明は、特にデー
タをパリティ技法に従って格納することに向けられる。
従来のディスク・アレイにおいて、記憶ディスク上の記
憶スペース（空間）は、各ストライプが複数の記憶ディ
スクにわたって延びる複数のストライプに構成されてい
る。各ストライプは、記憶スペースの複数のセグメント
から成り、各セグメントは、ディスク・アレイの一つの
記憶ディスク上にある、ストライプの一部分である。
タをパリティ技法に従って格納することに向けられる。
従来のディスク・アレイにおいて、記憶ディスク上の記
憶スペース（空間）は、各ストライプが複数の記憶ディ
スクにわたって延びる複数のストライプに構成されてい
る。各ストライプは、記憶スペースの複数のセグメント
から成り、各セグメントは、ディスク・アレイの一つの
記憶ディスク上にある、ストライプの一部分である。
【０００６】先行技術のディスク・アレイの初期設定の
間に記憶ディスクが、フォーマットされ、各ストライプ
のためのパリティがセットされる。初期設定の後、ディ
スク・アレイにデータを書くのに4つのI/Oアクセスが必
要とされる。すなわち、選ばれたストライプから更新さ
れるべきデータを読む第１のI/O、そのストライプにお
けるデータのための対応するパリティを読むための第２
のI/O、新しいデータをそのストライプに書き戻すため
の第３のI/O、および、新しいデータのための新しいパ
リティをそのストライプに書き込む第４のI/Oである。
ディスク・アレイのストライプにデータを書くのに必要
なI/Oの数を減らすことが望ましい。
間に記憶ディスクが、フォーマットされ、各ストライプ
のためのパリティがセットされる。初期設定の後、ディ
スク・アレイにデータを書くのに4つのI/Oアクセスが必
要とされる。すなわち、選ばれたストライプから更新さ
れるべきデータを読む第１のI/O、そのストライプにお
けるデータのための対応するパリティを読むための第２
のI/O、新しいデータをそのストライプに書き戻すため
の第３のI/O、および、新しいデータのための新しいパ
リティをそのストライプに書き込む第４のI/Oである。
ディスク・アレイのストライプにデータを書くのに必要
なI/Oの数を減らすことが望ましい。
【０００７】先行技術のディスク・アレイで使われた一
つの技法は、パリティ値をキャッシュ記憶することであ
る。これによって、各書込みプロセスの間にディスク・
アレイから、パリティを読みとる必要性が減らされ、I/
Oの数が３に減らされる。しかし、さらにディスク・ア
レイのストライプにデータを書くのに必要なI/Oの数を
減らす必要性が残っている。
つの技法は、パリティ値をキャッシュ記憶することであ
る。これによって、各書込みプロセスの間にディスク・
アレイから、パリティを読みとる必要性が減らされ、I/
Oの数が３に減らされる。しかし、さらにディスク・ア
レイのストライプにデータを書くのに必要なI/Oの数を
減らす必要性が残っている。
【０００８】
【課題を解決するための手段】この発明は、パリティ書
き込みの間、必要とされるI/Oの数が少ない改善された
書込み性能を持つディスク・アレイ・データ記憶システ
ムを提供する。ディスク・アレイは、好ましくは一度に
一つのセグメントの逐次的な態様でストライプの個々の
セグメントにデータを書く。メモリ・マネージャーが、
提供されるストライプのサイズ、およびそのセグメント
が、関連したストライプのパリティ値の一部分であるデ
ータを含むどうかに関する、ストライプの各セグメント
のパリティ状態を知っている。
き込みの間、必要とされるI/Oの数が少ない改善された
書込み性能を持つディスク・アレイ・データ記憶システ
ムを提供する。ディスク・アレイは、好ましくは一度に
一つのセグメントの逐次的な態様でストライプの個々の
セグメントにデータを書く。メモリ・マネージャーが、
提供されるストライプのサイズ、およびそのセグメント
が、関連したストライプのパリティ値の一部分であるデ
ータを含むどうかに関する、ストライプの各セグメント
のパリティ状態を知っている。
【０００９】好ましい実施例において、メモリ・マネー
ジャーは、2種類のポインターの使用を通して、各セグ
メントのパリティ状態を追跡する。これらは、満たされ
ているストライプを追跡し続ける１つまたは複数の部分
的ストライプ・ポインター、および満たされているスト
ライプの特定のセグメントを参照する１つまたは複数の
セグメント・フィル・ポインターである。選ばれたスト
ライプに関し、セグメント・フィル・ポインターの前の
セグメントは、ストライプ・パリティに編入されるデー
タを含むことが知られており、そしてセグメント・フィ
ル・ポインターに続くセグメントは空で、ストライプ・
パリティにまだ編入されない。部分的ストライプ・ポイ
ンターによって参照されないストライプに関しては、デ
ータを含むストライプは、ストライプ・パリティによっ
て代表されるすべてのデータ・セグメントを持つと考え
られ、そしてすべての空のストライプは、データを含ま
ないか、これらのセグメントを代表するパリティ値を持
たないと理解される。
ジャーは、2種類のポインターの使用を通して、各セグ
メントのパリティ状態を追跡する。これらは、満たされ
ているストライプを追跡し続ける１つまたは複数の部分
的ストライプ・ポインター、および満たされているスト
ライプの特定のセグメントを参照する１つまたは複数の
セグメント・フィル・ポインターである。選ばれたスト
ライプに関し、セグメント・フィル・ポインターの前の
セグメントは、ストライプ・パリティに編入されるデー
タを含むことが知られており、そしてセグメント・フィ
ル・ポインターに続くセグメントは空で、ストライプ・
パリティにまだ編入されない。部分的ストライプ・ポイ
ンターによって参照されないストライプに関しては、デ
ータを含むストライプは、ストライプ・パリティによっ
て代表されるすべてのデータ・セグメントを持つと考え
られ、そしてすべての空のストライプは、データを含ま
ないか、これらのセグメントを代表するパリティ値を持
たないと理解される。
【００１０】ひとたびストライプが選ばれれば、データ
はセグメント・フィル・ポインターによって参照された
セグメントに書かれる。このデータ書込みの間に、選ば
れたストライプにおけるすべての満たされたセグメント
に含まれるデータに対応するパリティ値が、増分的に生
成され、NVRAMのような別々の不揮発性メモリにキャッ
シュ記憶される。ストライプにおける空のセグメント
は、書込みプロセスの間、管理されず、増分的パリティ
生成に含まれない。ストライプにおけるすべてのデータ
・セグメントが満たされたあと、最終的なパリティ値
は、そのストライプのパリティ・セグメントに書かれ
る。次いで、プロセスは、次の満たされていないストラ
イプまたは部分的に満たされたストライプについて繰り
返される。
はセグメント・フィル・ポインターによって参照された
セグメントに書かれる。このデータ書込みの間に、選ば
れたストライプにおけるすべての満たされたセグメント
に含まれるデータに対応するパリティ値が、増分的に生
成され、NVRAMのような別々の不揮発性メモリにキャッ
シュ記憶される。ストライプにおける空のセグメント
は、書込みプロセスの間、管理されず、増分的パリティ
生成に含まれない。ストライプにおけるすべてのデータ
・セグメントが満たされたあと、最終的なパリティ値
は、そのストライプのパリティ・セグメントに書かれ
る。次いで、プロセスは、次の満たされていないストラ
イプまたは部分的に満たされたストライプについて繰り
返される。
【００１１】この発明に従って、逐次的なセグメント書
込み、増分的パリティ生成およびパリティのキャッシュ
記憶で実行されるディスク・アレイは、古いデータを読
み古いパリティを読む先行技術のI/Oを削減する。さら
に、パリティ値がディスク・アレイに書かれる回数をス
トライプ全体が満たされたあとの一つの書込みに減らす
ことができる。これにより書込み性能が大きく改善され
る。
込み、増分的パリティ生成およびパリティのキャッシュ
記憶で実行されるディスク・アレイは、古いデータを読
み古いパリティを読む先行技術のI/Oを削減する。さら
に、パリティ値がディスク・アレイに書かれる回数をス
トライプ全体が満たされたあとの一つの書込みに減らす
ことができる。これにより書込み性能が大きく改善され
る。
【００１２】
【発明の実施の形態】図1は、この発明に従ってつくら
れたデータ記憶システム10を示す。データ記憶システム
10は、複数の記憶ディスク1 2、および記憶ディスク１2
およびRAID管理システム16との間でデータ転送を協調さ
せるために、ディスク・アレイ１１に結合したディスク
・アレイ・コントローラ14を有する階層的なディスク・
アレイ1１を備える、ディスク・アレイ・データ記憶シ
ステムであるのが好ましい。
れたデータ記憶システム10を示す。データ記憶システム
10は、複数の記憶ディスク1 2、および記憶ディスク１2
およびRAID管理システム16との間でデータ転送を協調さ
せるために、ディスク・アレイ１１に結合したディスク
・アレイ・コントローラ14を有する階層的なディスク・
アレイ1１を備える、ディスク・アレイ・データ記憶シ
ステムであるのが好ましい。
【００１３】説明上、「ディスク」は、それ自身の記憶
装置故障を発見する能力を持つ、不揮発性でランダムに
アクセス可能な、再書き込み可能な大容量記憶装置であ
る。それは、回転する磁気ディスクおよび光ディスク、
ならびにソリッドステートのディスクまたは不揮発性電
子記憶素子（PROM、EPROMとEEPROMのような）を含む。
「ディスク・アレイ」という用語は、ディスクの集合を
いい、それらを一つまたは複数のホスト・コンピュータ
に接続するために必要なハードウェア、および物理的な
ディスクの操作を制御するために使われ、ホスト操作環
境へそれらを一つまたは複数の仮想ディスクとして提供
する管理ソフトウェアを含んでいる。すべての仮想ディ
スクは、管理ソフトウェアによってディスク・アレイの
中で実現される抽象的な構成要素である。
装置故障を発見する能力を持つ、不揮発性でランダムに
アクセス可能な、再書き込み可能な大容量記憶装置であ
る。それは、回転する磁気ディスクおよび光ディスク、
ならびにソリッドステートのディスクまたは不揮発性電
子記憶素子（PROM、EPROMとEEPROMのような）を含む。
「ディスク・アレイ」という用語は、ディスクの集合を
いい、それらを一つまたは複数のホスト・コンピュータ
に接続するために必要なハードウェア、および物理的な
ディスクの操作を制御するために使われ、ホスト操作環
境へそれらを一つまたは複数の仮想ディスクとして提供
する管理ソフトウェアを含んでいる。すべての仮想ディ
スクは、管理ソフトウェアによってディスク・アレイの
中で実現される抽象的な構成要素である。
【００１４】用語「RAID」(Redundant Array of Indepe
ndent Disks)は、記憶容量の残りの部分に格納されたユ
ーザ・データに関する冗長情報を格納するために、物理
的な記憶容量の一部分が使われるディスク・アレイを意
味する。そのアレイの構成ディスクの一つが故障するか
それへのアクセス経路が故障した場合、冗長情報がユー
ザ・データの再生を可能にする。RAIDシステムのより詳
細な説明は、The RAIDBook: A Source Book for RAID T
echnology, the RAID Advisory Board, LinoLakes, Min
nesota、1993 年6月9日、に記載されている。
ndent Disks)は、記憶容量の残りの部分に格納されたユ
ーザ・データに関する冗長情報を格納するために、物理
的な記憶容量の一部分が使われるディスク・アレイを意
味する。そのアレイの構成ディスクの一つが故障するか
それへのアクセス経路が故障した場合、冗長情報がユー
ザ・データの再生を可能にする。RAIDシステムのより詳
細な説明は、The RAIDBook: A Source Book for RAID T
echnology, the RAID Advisory Board, LinoLakes, Min
nesota、1993 年6月9日、に記載されている。
【００１５】ディスク・アレイ・コントローラ14は、小
型コンピュータ・システム・インターフェース（SCSI）
のような１つまたは複数のインターフェース・バス13を
通してディスク・アレイ11に結合されている。RAID管理
システム16は、インターフェース・プロトコル15を通し
て動作的にディスク・アレイ・コントローラ14に結合さ
れている。また、データ・メモリ・システム10は、I/O
インターフェース・バス17を通してホスト・コンピュー
タ（図示しない）に結合される。RAID管理システム16
は、ディスク記憶および信頼性のレベルを制御するた
め、およびいろいろな信頼性記憶レベルの間でデータを
転送するためにデータ・マネージャー手段を提供するよ
う、別々のコンポーネントとして具体化されることも、
ディスク・アレイ・コントローラ14内で、あるいはホス
ト・コンピュータ内で構成されることもできる。これら
の信頼性記憶レベルは、後述するようにミラーまたはパ
リティ冗長レベルであるのが好ましいが、全く冗長性な
しの信頼性記憶レベルを含むことができる。
型コンピュータ・システム・インターフェース（SCSI）
のような１つまたは複数のインターフェース・バス13を
通してディスク・アレイ11に結合されている。RAID管理
システム16は、インターフェース・プロトコル15を通し
て動作的にディスク・アレイ・コントローラ14に結合さ
れている。また、データ・メモリ・システム10は、I/O
インターフェース・バス17を通してホスト・コンピュー
タ（図示しない）に結合される。RAID管理システム16
は、ディスク記憶および信頼性のレベルを制御するた
め、およびいろいろな信頼性記憶レベルの間でデータを
転送するためにデータ・マネージャー手段を提供するよ
う、別々のコンポーネントとして具体化されることも、
ディスク・アレイ・コントローラ14内で、あるいはホス
ト・コンピュータ内で構成されることもできる。これら
の信頼性記憶レベルは、後述するようにミラーまたはパ
リティ冗長レベルであるのが好ましいが、全く冗長性な
しの信頼性記憶レベルを含むことができる。
【００１６】ディスク・アレイ・コントローラ14は、デ
ィスク・アレイ・コントローラA、14aとディスク・アレ
イ・コントローラB、14bから成る二重のコントローラと
して実施するのが好ましい。二重のコントローラ14aと1
4bは、連続的なバックアップと冗長性を提供することに
よって、一つのコントローラが動作不能になるときの信
頼性を高める。しかし、この発明は、一つのコントロー
ラその他のアーキテクチャーでも実施することができ
る。
ィスク・アレイ・コントローラA、14aとディスク・アレ
イ・コントローラB、14bから成る二重のコントローラと
して実施するのが好ましい。二重のコントローラ14aと1
4bは、連続的なバックアップと冗長性を提供することに
よって、一つのコントローラが動作不能になるときの信
頼性を高める。しかし、この発明は、一つのコントロー
ラその他のアーキテクチャーでも実施することができ
る。
【００１７】階層的なディスク・アレイは、その物理的
な記憶スペースおよび１つまたは複数の仮想記憶スペー
スを含めて、異なる記憶スペースとして特徴づけること
ができる。記憶装置のこれらのいろいろな見方は、マッ
ピング技法を通して関係づけられる。例えば、そのディ
スク・アレイの物理的な記憶スペースは、いろいろなデ
ータの信頼度レベルに従って記憶領域を画定する仮想記
憶スペースにマップすることができる。仮想記憶スペー
ス内のいくつかの領域が、ミラーまたはRAIDレベル1の
ような第１の信頼性記憶レベルのために割り当てられ、
他の領域がパリティまたはRAIDレベル5のような第２の
信頼性記憶レベルのために割り当てられることができ
る。いろいろなマッピング技術およびRAIDレベルに関す
る仮想スペースについて、以下に詳細を説明する。
な記憶スペースおよび１つまたは複数の仮想記憶スペー
スを含めて、異なる記憶スペースとして特徴づけること
ができる。記憶装置のこれらのいろいろな見方は、マッ
ピング技法を通して関係づけられる。例えば、そのディ
スク・アレイの物理的な記憶スペースは、いろいろなデ
ータの信頼度レベルに従って記憶領域を画定する仮想記
憶スペースにマップすることができる。仮想記憶スペー
ス内のいくつかの領域が、ミラーまたはRAIDレベル1の
ような第１の信頼性記憶レベルのために割り当てられ、
他の領域がパリティまたはRAIDレベル5のような第２の
信頼性記憶レベルのために割り当てられることができ
る。いろいろなマッピング技術およびRAIDレベルに関す
る仮想スペースについて、以下に詳細を説明する。
【００１８】データ記憶システム10は、異なる記憶スペ
ースを互いにマップするために使われるる仮想マッピン
グ情報を持続的に記憶するためのメモリ・マップ・スト
ア21を含む。メモリ・マップ・ストアは、ディスク・ア
レイに対して外部にあり、ディスク・アレイ・コントロ
ーラ14に常駐するのが好ましい。異なるビューの間でい
ろいろなマッピング構成が変わるにつれて、メモリ・マ
ッピング情報がコントローラまたはRAID管理システムに
よって連続的に、あるいは定期的に更新されることがで
きる。
ースを互いにマップするために使われるる仮想マッピン
グ情報を持続的に記憶するためのメモリ・マップ・スト
ア21を含む。メモリ・マップ・ストアは、ディスク・ア
レイに対して外部にあり、ディスク・アレイ・コントロ
ーラ14に常駐するのが好ましい。異なるビューの間でい
ろいろなマッピング構成が変わるにつれて、メモリ・マ
ッピング情報がコントローラまたはRAID管理システムに
よって連続的に、あるいは定期的に更新されることがで
きる。
【００１９】メモリーマップ・ストア21は、それぞれの
コントローラ14aと14bに位置する2つの不揮発性RAM (Ra
ndom Access Memory) 21aおよび21bとして具体化される
のが好ましい。不揮発性RAM（NVRAM）の一例は、バッテ
リで支援されたRAMである。バッテリ支援RAMは、データ
記憶システム10への電力供給が損なわれた場合、ある時
間の間メモリの中のデータを維持するために独立のバッ
テリ源からのエネルギーを使う。一つの好ましい構造
は、自己リフレッシュ型のバッテリ支援DRAM（Dynamic
RAM）である。
コントローラ14aと14bに位置する2つの不揮発性RAM (Ra
ndom Access Memory) 21aおよび21bとして具体化される
のが好ましい。不揮発性RAM（NVRAM）の一例は、バッテ
リで支援されたRAMである。バッテリ支援RAMは、データ
記憶システム10への電力供給が損なわれた場合、ある時
間の間メモリの中のデータを維持するために独立のバッ
テリ源からのエネルギーを使う。一つの好ましい構造
は、自己リフレッシュ型のバッテリ支援DRAM（Dynamic
RAM）である。
【００２０】二重のNVRAM 21aおよび21bが、メモリ・マ
ッピング情報の冗長な記憶を行う。仮想マッピング情報
が、ミラー冗長技術に従って複製され、両方のNVRAM 21
aおよび21bに格納される。このように、NVRAM 21aが、
オリジナルのマッピング情報を格納することに専用さ
れ、NVRAM 21bが冗長なマッピング情報を格納すること
に専用されることができる。代替構造において、ミラー
されたメモリーマップ・ストアは、そのデータを二重に
記憶するに十分なスペースを持つ単一の不揮発性RAMを
使って構成することができる。
ッピング情報の冗長な記憶を行う。仮想マッピング情報
が、ミラー冗長技術に従って複製され、両方のNVRAM 21
aおよび21bに格納される。このように、NVRAM 21aが、
オリジナルのマッピング情報を格納することに専用さ
れ、NVRAM 21bが冗長なマッピング情報を格納すること
に専用されることができる。代替構造において、ミラー
されたメモリーマップ・ストアは、そのデータを二重に
記憶するに十分なスペースを持つ単一の不揮発性RAMを
使って構成することができる。
【００２１】図1に示されるように、ディスク・アレイ1
1は、複数の記憶ディスク・ドライブ装置12を持ってい
る。これらの記憶ディスクのサイズの例は、1ないし3ギ
ガバイトである。記憶ディスクは、SCSIバス13とのイン
ターフェイスを提供する機械的ベイに、独立に接続され
たり切り離したりされることができる。一つの実施例に
おいて、データ記憶システムは、12の機械的ベイを持つ
よう設計される。4つのSCSIバスが、これらのベイとデ
ィスク・アレイ・コントローラ14とをインターフェイス
するのに使われる（すなわち、3つの機械的ベイにつき
一つのバス）。活動ベイがいっぱいにロードされるなら
ば、データ記憶システムは、12ないし36ギガバイトの結
合された容量を持つ例になる。ディスク・アレイ・コン
トローラ14は、どのベイに接続されたかとは関係なく記
憶ディスク12を認識する。データ記憶システム10は、デ
ィスク・アレイが運転中である間に、ディスク・アレイ
の利用可能な機械的ベイに付加的ディスクを「ホットプ
ラグ」（稼働中にプラグ接続する）することができるよ
う設計されている。
1は、複数の記憶ディスク・ドライブ装置12を持ってい
る。これらの記憶ディスクのサイズの例は、1ないし3ギ
ガバイトである。記憶ディスクは、SCSIバス13とのイン
ターフェイスを提供する機械的ベイに、独立に接続され
たり切り離したりされることができる。一つの実施例に
おいて、データ記憶システムは、12の機械的ベイを持つ
よう設計される。4つのSCSIバスが、これらのベイとデ
ィスク・アレイ・コントローラ14とをインターフェイス
するのに使われる（すなわち、3つの機械的ベイにつき
一つのバス）。活動ベイがいっぱいにロードされるなら
ば、データ記憶システムは、12ないし36ギガバイトの結
合された容量を持つ例になる。ディスク・アレイ・コン
トローラ14は、どのベイに接続されたかとは関係なく記
憶ディスク12を認識する。データ記憶システム10は、デ
ィスク・アレイが運転中である間に、ディスク・アレイ
の利用可能な機械的ベイに付加的ディスクを「ホットプ
ラグ」（稼働中にプラグ接続する）することができるよ
う設計されている。
【００２２】ディスク・アレイ11の中の記憶装置ディス
ク12は、説明の目的のために、複数のディスク20のミラ
ー・グループ18および複数のディスク24のパリティ・グ
ループ22に配列されているものと観念することができ
る。ミラー・グループ18は、データを第１の、すなわち
ミラー冗長レベルに従って格納する、ディスク・アレイ
の第１の記憶ロケーションすなわちRAID領域を表わす。
また、このミラー冗長レベルは、RAIDレベル1と考えら
れる。RAIDレベル1、あるいはディスク・ミラーリング
は、データのあらゆるビットがデータ記憶システム内で
複製され記憶される点で１対１の保護を与え、最も高い
データ信頼性を提供する。ミラー冗長性は、図１におい
て３対のディスク20によって表わされている。オリジナ
ルのデータが、第１組のディスク26に格納されることが
でき、重複して冗長データが対になった第２組のディス
ク28に格納される。
ク12は、説明の目的のために、複数のディスク20のミラ
ー・グループ18および複数のディスク24のパリティ・グ
ループ22に配列されているものと観念することができ
る。ミラー・グループ18は、データを第１の、すなわち
ミラー冗長レベルに従って格納する、ディスク・アレイ
の第１の記憶ロケーションすなわちRAID領域を表わす。
また、このミラー冗長レベルは、RAIDレベル1と考えら
れる。RAIDレベル1、あるいはディスク・ミラーリング
は、データのあらゆるビットがデータ記憶システム内で
複製され記憶される点で１対１の保護を与え、最も高い
データ信頼性を提供する。ミラー冗長性は、図１におい
て３対のディスク20によって表わされている。オリジナ
ルのデータが、第１組のディスク26に格納されることが
でき、重複して冗長データが対になった第２組のディス
ク28に格納される。
【００２３】図2は、RAIDレベル1に従ったデータの記憶
を図示する。垂直な列は、個々のディスク（ディスク
0、1、2および3が図示される）を表現する。4つのディ
スクのディスク・アレイに含まれる物理的な記憶スペー
スは、水平な行によって表現されるように、複数のスト
ライプに構成することができる。「ストライプ」は、記
憶ディスクを横切って広がり、一つのセグメントがその
アレイの中のそれぞれのディスクと関連する、多数の等
しい大きさの記憶スペースのセグメントを含む。すなわ
ち、セグメントは、一つのディスク上にあるストライプ
の部分である。各ストライプは、記憶ディスクを横切っ
て分配されるあらかじめ決められた量のデータを持つ。
ストライプのセグメントのあるものは、オリジナルのデ
ータのために使われ、他のセグメントが冗長データのた
めに使われる。
を図示する。垂直な列は、個々のディスク（ディスク
0、1、2および3が図示される）を表現する。4つのディ
スクのディスク・アレイに含まれる物理的な記憶スペー
スは、水平な行によって表現されるように、複数のスト
ライプに構成することができる。「ストライプ」は、記
憶ディスクを横切って広がり、一つのセグメントがその
アレイの中のそれぞれのディスクと関連する、多数の等
しい大きさの記憶スペースのセグメントを含む。すなわ
ち、セグメントは、一つのディスク上にあるストライプ
の部分である。各ストライプは、記憶ディスクを横切っ
て分配されるあらかじめ決められた量のデータを持つ。
ストライプのセグメントのあるものは、オリジナルのデ
ータのために使われ、他のセグメントが冗長データのた
めに使われる。
【００２４】ミラー冗長性（RAIDレベル1）のこの例に
おいて、ディスク0上でストライプ0のセグメント0に格
納されたデータは、複製され、ディスク1上でストライ
プ0のセグメント0'に格納される。同様に、ディスク2上
でストライプ2のセグメント5に格納されたデータは、デ
ィスク3上でストライプ2のセグメント5'にミラー（複
製）される。このように、データの各部分は、複製され
てディスク上に格納される。図2の冗長性レイアウト
は、説明の目的で用意されている。冗長データは、図示
しているのと同じストライプにきちんと置かれる必要は
ない。例えば、ディスク0上でストライプ1の中のセグメ
ント2に格納されたデータは、複製されて、ディスク3上
でストライプSのセグメントT'に置かれてもよい。
おいて、ディスク0上でストライプ0のセグメント0に格
納されたデータは、複製され、ディスク1上でストライ
プ0のセグメント0'に格納される。同様に、ディスク2上
でストライプ2のセグメント5に格納されたデータは、デ
ィスク3上でストライプ2のセグメント5'にミラー（複
製）される。このように、データの各部分は、複製され
てディスク上に格納される。図2の冗長性レイアウト
は、説明の目的で用意されている。冗長データは、図示
しているのと同じストライプにきちんと置かれる必要は
ない。例えば、ディスク0上でストライプ1の中のセグメ
ント2に格納されたデータは、複製されて、ディスク3上
でストライプSのセグメントT'に置かれてもよい。
【００２５】再び図1を参照すると、ディスク24のパリ
ティ・グループ22は、データがRAIDレベル5のような第
２の冗長レベルに従って格納される第２の記憶ロケーシ
ョンすなわちRAID領域を表わす。6つのディスクを用い
た説明的なイラストにおいて、オリジナルのデータは、
5つのディスク30に格納され、冗長な「パリティ」デー
タが6番目のディスク32に格納される。
ティ・グループ22は、データがRAIDレベル5のような第
２の冗長レベルに従って格納される第２の記憶ロケーシ
ョンすなわちRAID領域を表わす。6つのディスクを用い
た説明的なイラストにおいて、オリジナルのデータは、
5つのディスク30に格納され、冗長な「パリティ」デー
タが6番目のディスク32に格納される。
【００２６】図3は、パリティRAID領域のレイアウトを
より詳しく示す。図２のミラーRAID領域レイアウトと同
様に、ディスク0、1、2、3の物理的な記憶スペースは、
複数の等しい大きさのストライプに構成されることがで
きる。図の例において、データがRAIDレベル5に従って
格納され、セグメントに格納された冗長データは、文字
Pによって参照される。冗長なPセグメントは、他のセグ
メントのパリティをそのストライプに格納する。たとえ
ば、ストライプ0において、ディスク3上の冗長なPセグ
メントは、ディスク0、1および2のパリティを格納す
る。各ストライプのためのパリティが、次の式の中の記
号によって表わされる排他的ＯＲ機能のようななんらか
の機能によって計算される。第１の4つのストライプの
ためのパリティ（下付き添字数字が対応するストライプ
を表わす）は、次のようである：
より詳しく示す。図２のミラーRAID領域レイアウトと同
様に、ディスク0、1、2、3の物理的な記憶スペースは、
複数の等しい大きさのストライプに構成されることがで
きる。図の例において、データがRAIDレベル5に従って
格納され、セグメントに格納された冗長データは、文字
Pによって参照される。冗長なPセグメントは、他のセグ
メントのパリティをそのストライプに格納する。たとえ
ば、ストライプ0において、ディスク3上の冗長なPセグ
メントは、ディスク0、1および2のパリティを格納す
る。各ストライプのためのパリティが、次の式の中の記
号によって表わされる排他的ＯＲ機能のようななんらか
の機能によって計算される。第１の4つのストライプの
ためのパリティ（下付き添字数字が対応するストライプ
を表わす）は、次のようである：
【００２７】
【数１】 パリティ冗長性は、ディスクの一つで利用できなくなる
データの再生を可能にする。例えば、セグメント5のデ
ータが利用できなくなったならば、その内容は、セグメ
ント3および4ならびにセグメントPの中のパリティ・デ
ータから確かめることができる。パリティ記憶は、ミラ
ー記憶より経済的であるが、相対的に信頼性が低く、パ
フォーマンスが低い。
データの再生を可能にする。例えば、セグメント5のデ
ータが利用できなくなったならば、その内容は、セグメ
ント3および4ならびにセグメントPの中のパリティ・デ
ータから確かめることができる。パリティ記憶は、ミラ
ー記憶より経済的であるが、相対的に信頼性が低く、パ
フォーマンスが低い。
【００２８】図1のディスク構成は、概念上の目的で用
意されている。実際上、ディスク・アレイ11は、データ
をミラーおよびパリティ冗長性に従って格納することが
できる単に複数のディスク12を持っていてよい。すべて
のディスク12によって提供される利用可能な記憶スペー
スの中で、その記憶スペースの一部がミラー冗長性のた
めに割り当てられ、他の部分がパリティ冗長のために割
り当てられる。ディスク12は、個々の区域が複数のセグ
メントを持つ、複数の等しい大きさに作られた記憶区域
（図４において数字35で参照される）を含むよう構成さ
れるのが好ましい。その区域は、記憶スペースの一つの
仮想ビューにおいて、RAID領域を形成するようグループ
化される。さらに、記憶スペースのもう一つの（ホスト
で規定される）ビューがユーザまたはホストに提示され
るので、RAID領域およびデータ冗長性記憶技術はユーザ
またはホストに透明である。これらの機構は、図4を参
照してより詳しく説明する。
意されている。実際上、ディスク・アレイ11は、データ
をミラーおよびパリティ冗長性に従って格納することが
できる単に複数のディスク12を持っていてよい。すべて
のディスク12によって提供される利用可能な記憶スペー
スの中で、その記憶スペースの一部がミラー冗長性のた
めに割り当てられ、他の部分がパリティ冗長のために割
り当てられる。ディスク12は、個々の区域が複数のセグ
メントを持つ、複数の等しい大きさに作られた記憶区域
（図４において数字35で参照される）を含むよう構成さ
れるのが好ましい。その区域は、記憶スペースの一つの
仮想ビューにおいて、RAID領域を形成するようグループ
化される。さらに、記憶スペースのもう一つの（ホスト
で規定される）ビューがユーザまたはホストに提示され
るので、RAID領域およびデータ冗長性記憶技術はユーザ
またはホストに透明である。これらの機構は、図4を参
照してより詳しく説明する。
【００２９】データ記憶システム10は、ミラーおよびパ
リティ記憶法の間でデータの「移行」を管理する。両方
の型の冗長性の管理は、RAID管理システム16（図1）で
協調される。RAID管理システム16は、ディスク・アレイ
の2つの異なる型のRAID領域を、ミラーRAID領域がパリ
ティRAID領域のためのキャッシュに似た動作をするメモ
リ・ハイアラーキとして管理する。RAID管理システム16
は、規定されたパフォーマンス・プロトコルに従って、
ミラーおよびパリティRAID領域の間でデータをシフト
し、組織するなど管理する。ミラーおよびパリティRAID
領域の間でデータを動かすプロセスは、「移行」と呼ば
れる。
リティ記憶法の間でデータの「移行」を管理する。両方
の型の冗長性の管理は、RAID管理システム16（図1）で
協調される。RAID管理システム16は、ディスク・アレイ
の2つの異なる型のRAID領域を、ミラーRAID領域がパリ
ティRAID領域のためのキャッシュに似た動作をするメモ
リ・ハイアラーキとして管理する。RAID管理システム16
は、規定されたパフォーマンス・プロトコルに従って、
ミラーおよびパリティRAID領域の間でデータをシフト
し、組織するなど管理する。ミラーおよびパリティRAID
領域の間でデータを動かすプロセスは、「移行」と呼ば
れる。
【００３０】データ記憶システム10は、ミラー冗長性が
最も高いパフォーマンスと信頼性の余裕を持っているか
ら、よりパフォーマンスに厳格なデータをミラーRAID領
域に置こうとする。RAID管理システムによって実行され
るパフォーマンス・プロトコルは、2つの好ましい移行
方針の一つを含む。「アクセス頻度」として知られる第
１の移行方針によると、階層的なディスク・アレイ上の
最も頻繁にアクセスされるデータがミラーRAID領域18に
維持される。アクセスされる頻度の小さいデータは、パ
リティRAID領域22に維持される。「アクセスの最近度」
として知られている第２の移行方針によると、最も最近
アクセスされたデータがミラーRAID領域18に維持され、
アクセス最近度の低いデータがパリティRAID領域22に格
納される。他のパフォーマンス・プロトコルを使うこと
もできる。理想的には、そのようなプロトコルは、特定
のコンピュータ・アプリケーションおよびユーザのニー
ズに基づいて規定される。
最も高いパフォーマンスと信頼性の余裕を持っているか
ら、よりパフォーマンスに厳格なデータをミラーRAID領
域に置こうとする。RAID管理システムによって実行され
るパフォーマンス・プロトコルは、2つの好ましい移行
方針の一つを含む。「アクセス頻度」として知られる第
１の移行方針によると、階層的なディスク・アレイ上の
最も頻繁にアクセスされるデータがミラーRAID領域18に
維持される。アクセスされる頻度の小さいデータは、パ
リティRAID領域22に維持される。「アクセスの最近度」
として知られている第２の移行方針によると、最も最近
アクセスされたデータがミラーRAID領域18に維持され、
アクセス最近度の低いデータがパリティRAID領域22に格
納される。他のパフォーマンス・プロトコルを使うこと
もできる。理想的には、そのようなプロトコルは、特定
のコンピュータ・アプリケーションおよびユーザのニー
ズに基づいて規定される。
【００３１】さらに、RAID管理システム16は、2つのパ
ラメーターの関数に従って、データ記憶システムの記憶
資源を自動的に「調整する」。この２つのパラメータ
は、物理的な記憶容量のサイズ、およびデータ記憶シス
テムに格納つつあるユーザ・データの現在量のサイズで
ある。最初は、最も高いパフォーマンスおよび信頼性を
持つので、すべてのデータがミラーRAID領域に格納され
る。より多くのデータがデータ記憶システムに加えられ
るにつれて、データは、パフォーマンスおよび信頼性を
最適化するために、ミラーRAID領域およびパリティRAID
領域の間で移行される。データ記憶システムが容量いっ
ぱいに近づくと、冗長性を通しての信頼性を提供しなが
らユーザのすべての要求に応ずるために、より多くのデ
ータがパリティRAID領域に移行される。それゆえに、こ
の発明のデータ記憶システムは、最大の融通性と順応性
を持つ。この発明の記憶システムは、ユーザに特定の記
憶体制を選ぶことを要求せず、ユーザの要求に適応する
ことができる。
ラメーターの関数に従って、データ記憶システムの記憶
資源を自動的に「調整する」。この２つのパラメータ
は、物理的な記憶容量のサイズ、およびデータ記憶シス
テムに格納つつあるユーザ・データの現在量のサイズで
ある。最初は、最も高いパフォーマンスおよび信頼性を
持つので、すべてのデータがミラーRAID領域に格納され
る。より多くのデータがデータ記憶システムに加えられ
るにつれて、データは、パフォーマンスおよび信頼性を
最適化するために、ミラーRAID領域およびパリティRAID
領域の間で移行される。データ記憶システムが容量いっ
ぱいに近づくと、冗長性を通しての信頼性を提供しなが
らユーザのすべての要求に応ずるために、より多くのデ
ータがパリティRAID領域に移行される。それゆえに、こ
の発明のデータ記憶システムは、最大の融通性と順応性
を持つ。この発明の記憶システムは、ユーザに特定の記
憶体制を選ぶことを要求せず、ユーザの要求に適応する
ことができる。
【００３２】図4は、データ記憶システム10の利用可能
な記憶スペースのメモリ・マッピングを、マップされた
仮想記憶スペースの複数の段として図示する。図の中の
垂直に伸びたそれぞれの長方形は、物理的な記憶スペー
スのビューを表現する。この図の中で、物理的記憶スペ
ース34が２つの仮想記憶装置のビュー40および50で参照
される。物理的記憶スペース34は、数字0、1、2、およ
び3で参照される4つのディスク（図1の中のディスク12
のような）によって表現される。そのディスクに関連し
た4つの長方形は、ディスク1、2および3がほぼ等しい記
憶容量を持ち、ディスク0がわずかに小さい記憶容量を
持つ物理的な記憶スペースのビュー50を表わす。そのよ
うなディスクの例としての記憶容量は、1-3ギガバイト
である。記憶スペース34は、領域A0、A1、A2、その他に
区分される。個々の領域は、領域A0にストライプ0-Qの
ような多数のストライプを含む。個々の領域も、多数の
区域35を含む。区域35は、区域が全ディスク・アレイに
わたって同じ大きさであるように、あらゆる記憶ディス
ク上で選ばれた数の均一な大きさのセグメントから成る
のが好ましい。区域35の例としてのサイズは、１メガバ
イトである。
な記憶スペースのメモリ・マッピングを、マップされた
仮想記憶スペースの複数の段として図示する。図の中の
垂直に伸びたそれぞれの長方形は、物理的な記憶スペー
スのビューを表現する。この図の中で、物理的記憶スペ
ース34が２つの仮想記憶装置のビュー40および50で参照
される。物理的記憶スペース34は、数字0、1、2、およ
び3で参照される4つのディスク（図1の中のディスク12
のような）によって表現される。そのディスクに関連し
た4つの長方形は、ディスク1、2および3がほぼ等しい記
憶容量を持ち、ディスク0がわずかに小さい記憶容量を
持つ物理的な記憶スペースのビュー50を表わす。そのよ
うなディスクの例としての記憶容量は、1-3ギガバイト
である。記憶スペース34は、領域A0、A1、A2、その他に
区分される。個々の領域は、領域A0にストライプ0-Qの
ような多数のストライプを含む。個々の領域も、多数の
区域35を含む。区域35は、区域が全ディスク・アレイに
わたって同じ大きさであるように、あらゆる記憶ディス
ク上で選ばれた数の均一な大きさのセグメントから成る
のが好ましい。区域35の例としてのサイズは、１メガバ
イトである。
【００３３】ディスクの記憶スペースは、物理的な記憶
スペース34の第１の、中間の、RAIDレベルの仮想ビュー
40にマップされる。この第１の仮想ビューは、観念的に
は、連続してアドレス可能な記憶スペースを表現する第
２のアプリケーション・ビューにマップされることがで
きる一組のRAID領域である。その物理的構成およびその
記憶スペースのRAIDビューは、アプリケーション・ビュ
ーから隠されている。RAID領域記憶スペース40は、ミラ
ーおよびパリティ記憶スペースを識別する記憶装置のビ
ューである。たとえば、RAID領域42が、M割当てブロッ
ク43のミラーRAID領域を表現し、RAID領域44がN割当て
ブロック45のパリティRAID領域を表現してもよい。割当
てブロック43および45は、同じ大きさであるのが好まし
い。例としての大きさは、64キロバイトである。これら
のRAID領域は、物理的な記憶スペース34上の対応する物
理的な領域A0、A1、A2などに関連する。例として、RAID
仮想ビューにおける16の64K割当てブロック43または45
は、一つの1M区域35の上へマップすることができる。
スペース34の第１の、中間の、RAIDレベルの仮想ビュー
40にマップされる。この第１の仮想ビューは、観念的に
は、連続してアドレス可能な記憶スペースを表現する第
２のアプリケーション・ビューにマップされることがで
きる一組のRAID領域である。その物理的構成およびその
記憶スペースのRAIDビューは、アプリケーション・ビュ
ーから隠されている。RAID領域記憶スペース40は、ミラ
ーおよびパリティ記憶スペースを識別する記憶装置のビ
ューである。たとえば、RAID領域42が、M割当てブロッ
ク43のミラーRAID領域を表現し、RAID領域44がN割当て
ブロック45のパリティRAID領域を表現してもよい。割当
てブロック43および45は、同じ大きさであるのが好まし
い。例としての大きさは、64キロバイトである。これら
のRAID領域は、物理的な記憶スペース34上の対応する物
理的な領域A0、A1、A2などに関連する。例として、RAID
仮想ビューにおける16の64K割当てブロック43または45
は、一つの1M区域35の上へマップすることができる。
【００３４】ミラーおよびパリティRAID領域は、ディス
ク・アレイの全記憶スペース34を消費するかもしれず、
消費しないかもしれない。したがって、ある種のアプリ
ケーションの間、特定のRAID領域に対応しない、不使用
の指定されていない記憶スペースがあることがある。し
かし、そのような記憶スペースは、ミラーまたはパリテ
ィRAID領域に変換されることができる。また、RAID領域
は、ディスク・アレイ上で連続する領域にマップされ、
各RAID領域に関連したそれぞれの区域が各記憶ディスク
の同じ物理アドレスに位置するものとして示されている
点に注意されたい。代わりに、RAID領域は、ディスク・
アレイ上の連続しない領域にマップされてもよい。
ク・アレイの全記憶スペース34を消費するかもしれず、
消費しないかもしれない。したがって、ある種のアプリ
ケーションの間、特定のRAID領域に対応しない、不使用
の指定されていない記憶スペースがあることがある。し
かし、そのような記憶スペースは、ミラーまたはパリテ
ィRAID領域に変換されることができる。また、RAID領域
は、ディスク・アレイ上で連続する領域にマップされ、
各RAID領域に関連したそれぞれの区域が各記憶ディスク
の同じ物理アドレスに位置するものとして示されている
点に注意されたい。代わりに、RAID領域は、ディスク・
アレイ上の連続しない領域にマップされてもよい。
【００３５】RAID領域で利用可能な記憶スペースは、ユ
ーザまたはホスト・アプリケーション・プログラムによ
って規定され、それらに提示される記憶装置のビューで
ある、第２の、フロントエンドの、アプリケーション・
レベルの仮想ビュー50にマップされる。ユーザまたはホ
スト・アプリケーション・プログラムから見るとき、ア
プリケーション・レベルの仮想ビュー50は、記憶ディス
ク12上の利用可能な記憶スペースを示す一つの大きい記
憶容量を表わすことができる。仮想記憶スペース50は、
個別に0、1、2、...、J-1、J、J+1、...、Lー1、L、L+
1、...、などとして参照される等しい大きさの記憶仮想
ブロック52および53の線形セットのビューを提示する。
仮想ブロック52および53は、RAID領域40における割当て
ブロックと同じサイズであることが好ましい。サイズの
例は、64キロバイトである。仮想ブロック記憶スペース
50は、RAID領域40で表されるビューの割当てブロックへ
の参照すなわちポインタ（矢印54によって表現されるよ
うに）のテーブルによって表わされる。したがって、ア
プリケーション仮想ビュー50における仮想ブロック52お
よび53は、仮想ブロック・テーブルに維持されるポイン
タを通してRAID仮想ビュー40における割当てブロック43
および45と関連する。仮想ブロック・テーブルから参照
することができる少くとも2つ型のRAID領域、ミラーお
よびパリティがある。
ーザまたはホスト・アプリケーション・プログラムによ
って規定され、それらに提示される記憶装置のビューで
ある、第２の、フロントエンドの、アプリケーション・
レベルの仮想ビュー50にマップされる。ユーザまたはホ
スト・アプリケーション・プログラムから見るとき、ア
プリケーション・レベルの仮想ビュー50は、記憶ディス
ク12上の利用可能な記憶スペースを示す一つの大きい記
憶容量を表わすことができる。仮想記憶スペース50は、
個別に0、1、2、...、J-1、J、J+1、...、Lー1、L、L+
1、...、などとして参照される等しい大きさの記憶仮想
ブロック52および53の線形セットのビューを提示する。
仮想ブロック52および53は、RAID領域40における割当て
ブロックと同じサイズであることが好ましい。サイズの
例は、64キロバイトである。仮想ブロック記憶スペース
50は、RAID領域40で表されるビューの割当てブロックへ
の参照すなわちポインタ（矢印54によって表現されるよ
うに）のテーブルによって表わされる。したがって、ア
プリケーション仮想ビュー50における仮想ブロック52お
よび53は、仮想ブロック・テーブルに維持されるポイン
タを通してRAID仮想ビュー40における割当てブロック43
および45と関連する。仮想ブロック・テーブルから参照
することができる少くとも2つ型のRAID領域、ミラーお
よびパリティがある。
【００３６】RAID管理システム16は、物理的な記憶スペ
ースにわたって動的にRAID領域の構成を変えることがで
きる。それぞれの型についてRAID領域の数が、システム
で格納されるユーザ・データの量および物理的なディス
ク記憶スペースのサイズに依存して増やされまたは減少
されうる。この結果、RAIDレベルの仮想ビュー40におけ
るRAID領域のディスクへのマッピング、およびアプリケ
ーション・レベルの仮想ビュー50のRAIDビュー40へのマ
ッピングは、概して変化状態にある。NVRAM 21aおよび2
1b（図１）におけるメモリ・マップ・ストアは、RAID領
域をディスクへマップするためにRAID管理システム16に
よって使われる現在のマッピング情報を、2つの仮想ビ
ューの間でマップするために使われる情報と同様に維持
する。RAID管理システムは、動的にRAIDレベルのマッピ
ングを変えるにつれて、その変更を反映するために、メ
モリ・マップ・ストアのマッピング情報を更新する。
ースにわたって動的にRAID領域の構成を変えることがで
きる。それぞれの型についてRAID領域の数が、システム
で格納されるユーザ・データの量および物理的なディス
ク記憶スペースのサイズに依存して増やされまたは減少
されうる。この結果、RAIDレベルの仮想ビュー40におけ
るRAID領域のディスクへのマッピング、およびアプリケ
ーション・レベルの仮想ビュー50のRAIDビュー40へのマ
ッピングは、概して変化状態にある。NVRAM 21aおよび2
1b（図１）におけるメモリ・マップ・ストアは、RAID領
域をディスクへマップするためにRAID管理システム16に
よって使われる現在のマッピング情報を、2つの仮想ビ
ューの間でマップするために使われる情報と同様に維持
する。RAID管理システムは、動的にRAIDレベルのマッピ
ングを変えるにつれて、その変更を反映するために、メ
モリ・マップ・ストアのマッピング情報を更新する。
【００３７】メモリ・システム10の移行操作を図1およ
び4を参照して説明する。
び4を参照して説明する。
【００３８】説明を続ける目的で、アプリケーション・
レベルの仮想記憶スペース50の仮想ブロック53は、物理
的記憶スペース34の領域A1に格納されたパリティRAID領
域44における関連した割当てブロック45を参照する。そ
のような仮想ブロック53は、パリティ仮想ブロックと呼
ぶことができ、関連した割当てブロック45は、パリティ
割当てブロックと呼ぶことができる。同様に、仮想ブロ
ック52は、物理的記憶スペース34の領域AOに格納された
ミラーRAID領域42における関連した割当てブロック43を
参照する。そのような仮想ブロック52は、「ミラー仮想
ブロック」と呼ばれ、関連した割当てブロック43が「ミ
ラー割当てブロック」と呼ばれる。
レベルの仮想記憶スペース50の仮想ブロック53は、物理
的記憶スペース34の領域A1に格納されたパリティRAID領
域44における関連した割当てブロック45を参照する。そ
のような仮想ブロック53は、パリティ仮想ブロックと呼
ぶことができ、関連した割当てブロック45は、パリティ
割当てブロックと呼ぶことができる。同様に、仮想ブロ
ック52は、物理的記憶スペース34の領域AOに格納された
ミラーRAID領域42における関連した割当てブロック43を
参照する。そのような仮想ブロック52は、「ミラー仮想
ブロック」と呼ばれ、関連した割当てブロック43が「ミ
ラー割当てブロック」と呼ばれる。
【００３９】一般に、一つのRAID領域から別の領域に移
行するために、第１のRAIDレベル型（ミラーまたはレベ
ル1のような）の割当てブロックに関連した仮想ブロッ
クが選ばれる。次いで、第２のRAIDレベル型（パリティ
またはレベル5のような）を表す不使用の割当てブロッ
クが見いだされる。不使用の割当てブロックを見いだす
ことができないならば、一つが作成される。データは、
選ばれた仮想ブロックと関連する割当てブロックから不
使用の割当てブロックに移され、データは冗長レベルを
変更される。例えば、ミラー冗長性に従って格納されて
いたデータは、パリティ冗長性に従って格納され、ま
た、その逆が行われる。最終的なステップとして、RAID
レベルの仮想記憶スペース40へのアプリケーション・レ
ベルの仮想記憶スペース50のマッピング54は、データの
シフトを反映するために修正され、更新される。以前に
第１のRAIDレベル型の割当てブロックと関連していた、
選ばれた仮想ブロックが、更新されたポインタを介し
て、移行されたデータを含む第２のRAIDレベル型の割当
てブロックを参照する。この処理の間に生じるマッピン
グ変化は、メモリ・マップ・ストア21において更新され
る。
行するために、第１のRAIDレベル型（ミラーまたはレベ
ル1のような）の割当てブロックに関連した仮想ブロッ
クが選ばれる。次いで、第２のRAIDレベル型（パリティ
またはレベル5のような）を表す不使用の割当てブロッ
クが見いだされる。不使用の割当てブロックを見いだす
ことができないならば、一つが作成される。データは、
選ばれた仮想ブロックと関連する割当てブロックから不
使用の割当てブロックに移され、データは冗長レベルを
変更される。例えば、ミラー冗長性に従って格納されて
いたデータは、パリティ冗長性に従って格納され、ま
た、その逆が行われる。最終的なステップとして、RAID
レベルの仮想記憶スペース40へのアプリケーション・レ
ベルの仮想記憶スペース50のマッピング54は、データの
シフトを反映するために修正され、更新される。以前に
第１のRAIDレベル型の割当てブロックと関連していた、
選ばれた仮想ブロックが、更新されたポインタを介し
て、移行されたデータを含む第２のRAIDレベル型の割当
てブロックを参照する。この処理の間に生じるマッピン
グ変化は、メモリ・マップ・ストア21において更新され
る。
【００４０】この発明の好ましい方法と順序に従って、
ミラーおよびパリティ記憶領域の間を移行するデータの
より詳細な説明を続ける。データをパリティ記憶からミ
ラー記憶に移行するために、次のシーケンスが使われ
る。
ミラーおよびパリティ記憶領域の間を移行するデータの
より詳細な説明を続ける。データをパリティ記憶からミ
ラー記憶に移行するために、次のシーケンスが使われ
る。
【００４１】1. RAID管理システムは、ミラーRAID領域
42における、不使用のミラー割当てブロック43を見つけ
る。 2. 何も見つけられることができなければ、RAID管理シ
ステムは、ミラー割当てブロック（下で説明する）を作
り出す。 3. RAID管理システムは、移行すべき仮想ブロックへの
新しい記憶要求を中断する。 4. RAID管理システムは、仮想ブロックへのすべての有
効なデータ記憶要求が完了されるまで待つ。 5. 仮想ブロック53に関連したパリティ割当てブロック
45からのデータが、一時記憶バッファに読み込まれる。 6. データは、次いで、ステップ2において選ばれたミ
ラー割当てブロックに書き込まれる。 7. 仮想ブロック・テーブルは、ミラー割当て43ブロッ
クにおけるそのデータの新しいロケーションを参照する
よう修正される。 8. 中断されていた記憶要求が、再開される。
42における、不使用のミラー割当てブロック43を見つけ
る。 2. 何も見つけられることができなければ、RAID管理シ
ステムは、ミラー割当てブロック（下で説明する）を作
り出す。 3. RAID管理システムは、移行すべき仮想ブロックへの
新しい記憶要求を中断する。 4. RAID管理システムは、仮想ブロックへのすべての有
効なデータ記憶要求が完了されるまで待つ。 5. 仮想ブロック53に関連したパリティ割当てブロック
45からのデータが、一時記憶バッファに読み込まれる。 6. データは、次いで、ステップ2において選ばれたミ
ラー割当てブロックに書き込まれる。 7. 仮想ブロック・テーブルは、ミラー割当て43ブロッ
クにおけるそのデータの新しいロケーションを参照する
よう修正される。 8. 中断されていた記憶要求が、再開される。
【００４２】上記の手順によると、アプリケーション・
レベルの仮想ビュー50における仮想ブロック53は、パリ
ティ記憶からミラー記憶に移行した。中間の仮想ビュー
40に関し、データは、パリティRAID領域44におけるパリ
ティ割当てブロック45からミラーRAID領域42におけるミ
ラー割当てブロック43に移行されている。物理的な記憶
スペースにおいて、データは領域A1から領域A0に動いて
いる。
レベルの仮想ビュー50における仮想ブロック53は、パリ
ティ記憶からミラー記憶に移行した。中間の仮想ビュー
40に関し、データは、パリティRAID領域44におけるパリ
ティ割当てブロック45からミラーRAID領域42におけるミ
ラー割当てブロック43に移行されている。物理的な記憶
スペースにおいて、データは領域A1から領域A0に動いて
いる。
【００４３】不使用のミラー割当てブロックを見いだす
ことができないならば（上のステップ1）、RAID管理シ
ステムは、次の3つの技法の好ましいシーケンスをため
す。第１に、RAID管理システムは、不使用のRAIDレベル
の記憶のシステムしきい値を破ることなくミラーRAID領
域に変換されることができる、不使用の（したがって指
定されていない）RAID領域を見つけるよう試みる。これ
は、移行を常に進めることができることを保証するため
に必要とされる。これが失敗し、そして保留量の不使用
のRAIDレベル記憶より多くをシステムが持っているなら
ば、システムは、不使用のパリティ割当てブロックを不
使用のRAID領域に集めるためにパリティ記憶装置内でデ
ータを移行させる。この移行によって、上述のようにミ
ラーRAID領域に変換されることができる不使用のRAID領
域が生じれば、システムは、それをミラーRAID領域に変
換する。さもなければ、システムは、不使用のミラー割
当てブロックを見いだすに十分か、または不使用のRAID
領域をミラーRAID領域に変換するに十分に、不使用のRA
IDレベルの記憶装置をシステムが増やすまで、データを
ミラー記憶装置からパリティ記憶装置へ移行し、ミラー
記憶装置をパックし、不使用のRAIDレベルの記憶をパリ
ティに変換する。ミラー割当てブロックがパリティ割当
てブロックより大きな物理的な記憶スペースを占めるか
ら、この最後の技法によって、不使用のRAIDレベル記憶
装置の量が正味増加する。
ことができないならば（上のステップ1）、RAID管理シ
ステムは、次の3つの技法の好ましいシーケンスをため
す。第１に、RAID管理システムは、不使用のRAIDレベル
の記憶のシステムしきい値を破ることなくミラーRAID領
域に変換されることができる、不使用の（したがって指
定されていない）RAID領域を見つけるよう試みる。これ
は、移行を常に進めることができることを保証するため
に必要とされる。これが失敗し、そして保留量の不使用
のRAIDレベル記憶より多くをシステムが持っているなら
ば、システムは、不使用のパリティ割当てブロックを不
使用のRAID領域に集めるためにパリティ記憶装置内でデ
ータを移行させる。この移行によって、上述のようにミ
ラーRAID領域に変換されることができる不使用のRAID領
域が生じれば、システムは、それをミラーRAID領域に変
換する。さもなければ、システムは、不使用のミラー割
当てブロックを見いだすに十分か、または不使用のRAID
領域をミラーRAID領域に変換するに十分に、不使用のRA
IDレベルの記憶装置をシステムが増やすまで、データを
ミラー記憶装置からパリティ記憶装置へ移行し、ミラー
記憶装置をパックし、不使用のRAIDレベルの記憶をパリ
ティに変換する。ミラー割当てブロックがパリティ割当
てブロックより大きな物理的な記憶スペースを占めるか
ら、この最後の技法によって、不使用のRAIDレベル記憶
装置の量が正味増加する。
【００４４】不使用のミラー割当てブロックを見つける
ためおよび確立するために使われる創設/変換プロトコ
ルは、RAID管理システムがユーザ・データの量および物
理的な記憶スペースのサイズに従ってパリティおよびミ
ラー領域の間で記憶割当てを選択的に調節することを可
能にするので、有利である。データ使用および記憶容量
が変化するにつれて、RAID管理システムは、ミラー記憶
装置に保持されるデータの量を最大にするために上記の
3つの技法の１つまたは複数を使う。
ためおよび確立するために使われる創設/変換プロトコ
ルは、RAID管理システムがユーザ・データの量および物
理的な記憶スペースのサイズに従ってパリティおよびミ
ラー領域の間で記憶割当てを選択的に調節することを可
能にするので、有利である。データ使用および記憶容量
が変化するにつれて、RAID管理システムは、ミラー記憶
装置に保持されるデータの量を最大にするために上記の
3つの技法の１つまたは複数を使う。
【００４５】RAID管理システムは、スペース作成シーケ
ンスがアイドル時間に不使用RAID領域をつくることによ
って不使用のミラー割当てブロックを創設するのを、記
憶装置要求が待たなければならない状況を避けようとす
る。しかし、いくらかの状況において、記憶装置要求は
スペース作成シーケンスの間、中断されることがある。
RAID管理システムは、仮想スペースがRAIDビューより小
さくなるような形態で、仮想ブロック記憶スペースを構
成する。これは、少くとも1つのRAID領域と等しい自由
スペースが移行その他の目的のためにとっておかれるこ
とを保証する。このように、この技法は、常に不使用の
ミラー割当てブロックを生む。
ンスがアイドル時間に不使用RAID領域をつくることによ
って不使用のミラー割当てブロックを創設するのを、記
憶装置要求が待たなければならない状況を避けようとす
る。しかし、いくらかの状況において、記憶装置要求は
スペース作成シーケンスの間、中断されることがある。
RAID管理システムは、仮想スペースがRAIDビューより小
さくなるような形態で、仮想ブロック記憶スペースを構
成する。これは、少くとも1つのRAID領域と等しい自由
スペースが移行その他の目的のためにとっておかれるこ
とを保証する。このように、この技法は、常に不使用の
ミラー割当てブロックを生む。
【００４６】データをミラー記憶装置からパリティ記憶
装置へ移行させるために、以下の順序が使われる： 1．RAID管理システムは、アクセス最近度またはかアク
セス頻度のような移行方針に従ってミラー記憶装置から
パリティ記憶装置へ移行させるために仮想ブロックを52
から選ぶ。 2. RAID管理システムは、パリティRAID領域44に不使用
のパリティ割当てブロック45を見つける。 3．そのようなブロックが見つけられないならば、移行
用に保留されたスペースが上述の創設技法に従ってパリ
ティRAID領域に変換される。 4. 移行されるべき仮想ブロックへの新しい記憶装置要
求が中断される。 5. RAID管理システムは、仮想ブロックへのすべての有
効な記憶装置要求が完了するまで待つ。 6. データは、仮想ブロック52に関連したミラー割当て
ブロック43から一時記憶バッファに読込まれる。 7. そのデータは、選ばれたパリティ割当てブロック45
に書込まれる。 8. 仮想ブロック・テーブルが、パリティ割当てブロッ
ク45におけるデータの新しいロケーションを参照するよ
う修正される。 9. 仮想ブロックへのデータ要求が再開される。
装置へ移行させるために、以下の順序が使われる： 1．RAID管理システムは、アクセス最近度またはかアク
セス頻度のような移行方針に従ってミラー記憶装置から
パリティ記憶装置へ移行させるために仮想ブロックを52
から選ぶ。 2. RAID管理システムは、パリティRAID領域44に不使用
のパリティ割当てブロック45を見つける。 3．そのようなブロックが見つけられないならば、移行
用に保留されたスペースが上述の創設技法に従ってパリ
ティRAID領域に変換される。 4. 移行されるべき仮想ブロックへの新しい記憶装置要
求が中断される。 5. RAID管理システムは、仮想ブロックへのすべての有
効な記憶装置要求が完了するまで待つ。 6. データは、仮想ブロック52に関連したミラー割当て
ブロック43から一時記憶バッファに読込まれる。 7. そのデータは、選ばれたパリティ割当てブロック45
に書込まれる。 8. 仮想ブロック・テーブルが、パリティ割当てブロッ
ク45におけるデータの新しいロケーションを参照するよ
う修正される。 9. 仮想ブロックへのデータ要求が再開される。
【００４７】上述の2つの番号を付けたシーケンスは、
この発明のメモリシ・ステムが異なる2つの冗長性レベ
ルの間でデータを移行する方法の例を提供する。
この発明のメモリシ・ステムが異なる2つの冗長性レベ
ルの間でデータを移行する方法の例を提供する。
【００４８】以上の説明はミラーおよびパリティ記憶の
間でのデータの移動に焦点を当てたが、この発明は、特
にパリティ技法に従って記憶ディスクにデータを書き込
むプロセスに向けられる。上述の記憶管理技法は、この
発明がセグメント・サイズの部分におけるパリティRAID
領域の活動を管理するのを可能にし、増分的なパリティ
生成を可能にする。
間でのデータの移動に焦点を当てたが、この発明は、特
にパリティ技法に従って記憶ディスクにデータを書き込
むプロセスに向けられる。上述の記憶管理技法は、この
発明がセグメント・サイズの部分におけるパリティRAID
領域の活動を管理するのを可能にし、増分的なパリティ
生成を可能にする。
【００４９】従来技術の説明の部分で触れたように、従
来のディスク・アレイは、典型的には、繰り返しビット
またはバイト・パターンからなるデフォルト・パターン
を書き込む。例としてのパターンは、ディスク・アレイ
にすべて「１」を書き込むことである。従来のディスク
・アレイは、また各ストライプのためのパリティを初期
設定手順の間にセットする。
来のディスク・アレイは、典型的には、繰り返しビット
またはバイト・パターンからなるデフォルト・パターン
を書き込む。例としてのパターンは、ディスク・アレイ
にすべて「１」を書き込むことである。従来のディスク
・アレイは、また各ストライプのためのパリティを初期
設定手順の間にセットする。
【００５０】この初期設定プロセスの後、従来のディス
ク・アレイは、ユーザ・データを書き込む準備ができて
いる。この明細書では、ユーザ・データなる用語は、コ
ンピューティング・システムのアプリケーションに従っ
て情報を含むデータ・バイトを意味するものとして使わ
れている。たとえば、ユーザ・データは、アプリケーシ
ョンの結果、ホストコンピューターから得られるデータ
から成っていてよい。ユーザ・データは、記憶ディスク
から取り出された以前の計算アプリケーションの結果で
あるデータであってもよい。。
ク・アレイは、ユーザ・データを書き込む準備ができて
いる。この明細書では、ユーザ・データなる用語は、コ
ンピューティング・システムのアプリケーションに従っ
て情報を含むデータ・バイトを意味するものとして使わ
れている。たとえば、ユーザ・データは、アプリケーシ
ョンの結果、ホストコンピューターから得られるデータ
から成っていてよい。ユーザ・データは、記憶ディスク
から取り出された以前の計算アプリケーションの結果で
あるデータであってもよい。。
【００５１】「ユーザ・データ」は、すべての「1」の
パターンのような初期設定の間に使われる単純なフォー
マット・パターンをカバーすることを意図しない。従来
のディスク・アレイにおいては、ユーザ・データをディ
スク・アレイに書き込むために4つのI/Oアクセスが必要
とされる。すなわち、更新すべきデータを選ばれたスト
ライプから読む第１のI/O、そのストライプにおけるデ
ータに対応するパリティを読むための第２のI/O、その
ストライプに新しいデータを書き戻す第３のI/O、およ
び新しいデータのための新しいパリティをそのストライ
プに書き戻す第４のI/Oである。この発明のディスク・
アレイによると、メモリ・マネージャーがストライプに
順に一度に一つのセグメントにユーザ・データを書き、
各データ書込みの間、パリティ値を増加的に生成する。
ストライプ全体のためのパリティが計算されるまで、メ
モリ・マネージャーが、パリティ値をキャシュ記憶す
る。この最終的なパリティ値がその後ストライプに書か
れる。ディスク・アレイは、書込みプロシージャの間、
かなりI/Oの数を減らす。
パターンのような初期設定の間に使われる単純なフォー
マット・パターンをカバーすることを意図しない。従来
のディスク・アレイにおいては、ユーザ・データをディ
スク・アレイに書き込むために4つのI/Oアクセスが必要
とされる。すなわち、更新すべきデータを選ばれたスト
ライプから読む第１のI/O、そのストライプにおけるデ
ータに対応するパリティを読むための第２のI/O、その
ストライプに新しいデータを書き戻す第３のI/O、およ
び新しいデータのための新しいパリティをそのストライ
プに書き戻す第４のI/Oである。この発明のディスク・
アレイによると、メモリ・マネージャーがストライプに
順に一度に一つのセグメントにユーザ・データを書き、
各データ書込みの間、パリティ値を増加的に生成する。
ストライプ全体のためのパリティが計算されるまで、メ
モリ・マネージャーが、パリティ値をキャシュ記憶す
る。この最終的なパリティ値がその後ストライプに書か
れる。ディスク・アレイは、書込みプロシージャの間、
かなりI/Oの数を減らす。
【００５２】メモリ・マネージャーは、どのデータ・セ
グメントが、ストライプ・パリティに編入され、どれが
されないかを決定するための手段を含む。すなわち、メ
モリ・マネージャーは、ストライプのサイズ、および個
々のセグメントが、関連したストライプのパリティ値の
一部分であるデータを含むどうかに関する、ストライプ
の各セグメントのパリティ状態を知っている。好ましい
実施例において、メモリ・マネージャーは、2つの種類
のポインターの使用を通して、各セグメントのパリティ
状態を追跡する。すなわち、満たされつつあるストライ
プを追跡する１つまたは複数の部分的ストライプ・ポイ
ンター、および満たされつつあるストライプにおける特
定のセグメントを参照する１つまたは複数のセグメント
・フィル・ポインターである。これらのポインターは、
メモリ・マネージャーによってすぐに使えるように不揮
発性メモリーに保持されるのがよい。
グメントが、ストライプ・パリティに編入され、どれが
されないかを決定するための手段を含む。すなわち、メ
モリ・マネージャーは、ストライプのサイズ、および個
々のセグメントが、関連したストライプのパリティ値の
一部分であるデータを含むどうかに関する、ストライプ
の各セグメントのパリティ状態を知っている。好ましい
実施例において、メモリ・マネージャーは、2つの種類
のポインターの使用を通して、各セグメントのパリティ
状態を追跡する。すなわち、満たされつつあるストライ
プを追跡する１つまたは複数の部分的ストライプ・ポイ
ンター、および満たされつつあるストライプにおける特
定のセグメントを参照する１つまたは複数のセグメント
・フィル・ポインターである。これらのポインターは、
メモリ・マネージャーによってすぐに使えるように不揮
発性メモリーに保持されるのがよい。
【００５３】図5は、部分的ストライプ・ポインター62
およびセグメント・フィル・ポインター64を含むるNVRA
M 21aを示す。図の例において、ポインターは、ディス
ク・アレイ11のディスク0-4にわたって延びるストライ
プ66内でセグメントを参照するのに使われる。NVRAM 21
aは、またアプリケーション・レベルの仮想記憶スペー
ス、およびRAIDレベルの仮想記憶スペースを追跡するメ
モリーマップ60を含む。ミラーNVRAM 21bは、この図に
示されていないが、NVRAM 21aで示したのと同じ情報を
含んでいる。
およびセグメント・フィル・ポインター64を含むるNVRA
M 21aを示す。図の例において、ポインターは、ディス
ク・アレイ11のディスク0-4にわたって延びるストライ
プ66内でセグメントを参照するのに使われる。NVRAM 21
aは、またアプリケーション・レベルの仮想記憶スペー
ス、およびRAIDレベルの仮想記憶スペースを追跡するメ
モリーマップ60を含む。ミラーNVRAM 21bは、この図に
示されていないが、NVRAM 21aで示したのと同じ情報を
含んでいる。
【００５４】部分的ストライプ・ポインター 62は、個
々のストライプ、より具体的にはディスク・アレイにお
ける満たされていないストライプを参照する。最初に部
分的ストライプ・ポインターは、ユーザ・データを含ま
ない空のストライプを識別する。セグメント・フィル・
ポインター64は、部分的ストライプ・ポインター62によ
って選ばれたストライプ内の個々のセグメントを参照す
る。セグメント・フィル・ポインター64は、ユーザ・ー
データで満杯にされる準備ができている空のセグメント
を見つける。図5において、部分的ストライプ・ポイン
ター62は、矢印68で表されるように満たされていないス
トライプ66を参照し、セグメント・フィル・ポインター
64は、（矢印70で表現されるように）ストライプ66にお
ける次の空セグメントであるセグメント2を参照する。
セグメント・フィル・ポインターは、順にそのストライ
プをステップし、それぞれの空のセグメントをセグメン
ト1から始まりセグメント5で終わる連続した態様で参照
する。
々のストライプ、より具体的にはディスク・アレイにお
ける満たされていないストライプを参照する。最初に部
分的ストライプ・ポインターは、ユーザ・データを含ま
ない空のストライプを識別する。セグメント・フィル・
ポインター64は、部分的ストライプ・ポインター62によ
って選ばれたストライプ内の個々のセグメントを参照す
る。セグメント・フィル・ポインター64は、ユーザ・ー
データで満杯にされる準備ができている空のセグメント
を見つける。図5において、部分的ストライプ・ポイン
ター62は、矢印68で表されるように満たされていないス
トライプ66を参照し、セグメント・フィル・ポインター
64は、（矢印70で表現されるように）ストライプ66にお
ける次の空セグメントであるセグメント2を参照する。
セグメント・フィル・ポインターは、順にそのストライ
プをステップし、それぞれの空のセグメントをセグメン
ト1から始まりセグメント5で終わる連続した態様で参照
する。
【００５５】好ましい実施例によると、メモリ・マネー
ジャーは、これらの2つのポインターの助けにより、デ
ィスク・アレイのすべてのセグメントのパリティ状態を
効果的に追跡する。部分的ストライプ・ポインター62に
よって選ばれたストライプに関し、セグメント・フィル
・ポインター64の前のセグメントは、ストライプ・パリ
ティに編入されるデータを含むことが知られており、そ
して、セグメント・フィル・ポインターに続くセグメン
トは、空でまだストライプ・パリティに編入されないこ
とが知られている。部分的ストライプ・ポインター64で
参照されないストライプに関しては、データを含むスト
ライプは、ストライプ・パリティによって代表されるす
べてのデータ・セグメントを持つと考えられる。空のス
トライプは、データを含まず、これらのセグメントを表
わすパリティ値を持たないと理解される。
ジャーは、これらの2つのポインターの助けにより、デ
ィスク・アレイのすべてのセグメントのパリティ状態を
効果的に追跡する。部分的ストライプ・ポインター62に
よって選ばれたストライプに関し、セグメント・フィル
・ポインター64の前のセグメントは、ストライプ・パリ
ティに編入されるデータを含むことが知られており、そ
して、セグメント・フィル・ポインターに続くセグメン
トは、空でまだストライプ・パリティに編入されないこ
とが知られている。部分的ストライプ・ポインター64で
参照されないストライプに関しては、データを含むスト
ライプは、ストライプ・パリティによって代表されるす
べてのデータ・セグメントを持つと考えられる。空のス
トライプは、データを含まず、これらのセグメントを表
わすパリティ値を持たないと理解される。
【００５６】ひとたび空のストライプが部分的ストライ
プ・ポインターによって識別されるならば、ユーザ・デ
ータはセグメント・フィル・ポインターによって参照さ
れたセグメントに書かれる。図5において、ユーザ・デ
ータはストライプ66の第１のセグメント1に書かれてい
る。セグメント・フィル・ポインター64が残りのセグメ
ントを順に進むにつれて、パリティのために割り当てら
れているセグメント以外のストライプの各セグメントに
ユーザ・データが書き込まれる。この場合、パリティは
最後のセグメント5に書かれる。パリティ・セグメント
がそのストライプにおける最後のものでないならば、セ
グメント・フィル・ポインターは、そのストライプを順
次通る間、パリティ・セグメントをスキップし、ユーザ
・データがそのストライプのすべてのデータ・セグメン
トに置かれたあと、戻ってパリティをパリティ・セグメ
ントに書き込む。そのストライプにおけるパリティ・セ
グメントの位置は、当技術分野で一般的であるパリティ
配置方法によって決定される。ユーザ・データがポイン
ター64で参照されたセグメントだけに書かれ、他のデー
タ・セグメントは、参照されるまで放っておかれる点に
注意されたい。
プ・ポインターによって識別されるならば、ユーザ・デ
ータはセグメント・フィル・ポインターによって参照さ
れたセグメントに書かれる。図5において、ユーザ・デ
ータはストライプ66の第１のセグメント1に書かれてい
る。セグメント・フィル・ポインター64が残りのセグメ
ントを順に進むにつれて、パリティのために割り当てら
れているセグメント以外のストライプの各セグメントに
ユーザ・データが書き込まれる。この場合、パリティは
最後のセグメント5に書かれる。パリティ・セグメント
がそのストライプにおける最後のものでないならば、セ
グメント・フィル・ポインターは、そのストライプを順
次通る間、パリティ・セグメントをスキップし、ユーザ
・データがそのストライプのすべてのデータ・セグメン
トに置かれたあと、戻ってパリティをパリティ・セグメ
ントに書き込む。そのストライプにおけるパリティ・セ
グメントの位置は、当技術分野で一般的であるパリティ
配置方法によって決定される。ユーザ・データがポイン
ター64で参照されたセグメントだけに書かれ、他のデー
タ・セグメントは、参照されるまで放っておかれる点に
注意されたい。
【００５７】この発明の一つの面によると、パリティ値
は、ストライプにおけるセグメントへの各データ書込み
に続いて、増加的に生成される。図3に関して説明した
ように、パリティ値は、排他的論理和（XOR）作用のよ
うな論理関数に従って計算される。一つのセグメントだ
けが満たされるとき、図5における示されるように、パ
リティ値は、そのユーザ・データと同じである。しかし
より多くのセグメントが満たされると、パリティ値は、
すべての満たされたセグメントに含まれるユーザ・デー
タのためのパリティを反映するよう増加的に変化する。
そのストライプにおける空のすなわち不使用のセグメン
トは、逐次的な書込みプロセスの間、管理されず、した
がって増加的パリティ生成に含まれない。
は、ストライプにおけるセグメントへの各データ書込み
に続いて、増加的に生成される。図3に関して説明した
ように、パリティ値は、排他的論理和（XOR）作用のよ
うな論理関数に従って計算される。一つのセグメントだ
けが満たされるとき、図5における示されるように、パ
リティ値は、そのユーザ・データと同じである。しかし
より多くのセグメントが満たされると、パリティ値は、
すべての満たされたセグメントに含まれるユーザ・デー
タのためのパリティを反映するよう増加的に変化する。
そのストライプにおける空のすなわち不使用のセグメン
トは、逐次的な書込みプロセスの間、管理されず、した
がって増加的パリティ生成に含まれない。
【００５８】NVRAM 21aは、増加するパリティ値を一時
的に格納するパリティ・キャッシュ72を含む。新しいセ
グメントが書かれるにつれて、メモリ・マネージャー
は、前にキャシュされたパリティ値および次のセグメン
トに書かれたばかりのユーザ・データの論理関数（すな
わち、XOR）に基づいて、新しいパリティ値を計算す
る。すべてのデータを有するセグメントが満たされるま
で、逐次的セグメント書込みおよび増加的キャッシング
が、セグメントごとに繰り返される。
的に格納するパリティ・キャッシュ72を含む。新しいセ
グメントが書かれるにつれて、メモリ・マネージャー
は、前にキャシュされたパリティ値および次のセグメン
トに書かれたばかりのユーザ・データの論理関数（すな
わち、XOR）に基づいて、新しいパリティ値を計算す
る。すべてのデータを有するセグメントが満たされるま
で、逐次的セグメント書込みおよび増加的キャッシング
が、セグメントごとに繰り返される。
【００５９】パリティ・キャッシングの結果、パリティ
値は、各書込みの後、ディスク・アレイに書かれる必要
はない。その代わり、パリティ値は、すべてのデータ・
セグメントが満たされたあと、ディスク・アレイに書か
れるだけである。すなわち、セグメント・フィル・ポイ
ンター64が最後のセグメント5に達するとき、RAID管理
システムがストライプ66用のパリティ・セグメントにパ
リティ値を書き込む。パリティを格納するためにそのス
トライプ内の任意のセグメントを使うことができるけれ
ども、いまの場合、書き込まれるセグメントは、セグメ
ント5である。
値は、各書込みの後、ディスク・アレイに書かれる必要
はない。その代わり、パリティ値は、すべてのデータ・
セグメントが満たされたあと、ディスク・アレイに書か
れるだけである。すなわち、セグメント・フィル・ポイ
ンター64が最後のセグメント5に達するとき、RAID管理
システムがストライプ66用のパリティ・セグメントにパ
リティ値を書き込む。パリティを格納するためにそのス
トライプ内の任意のセグメントを使うことができるけれ
ども、いまの場合、書き込まれるセグメントは、セグメ
ント5である。
【００６０】この発明のディスク・アレイは、書込みプ
ロセスの間、ディスク・アレイからユーザ・データおよ
びパリティを読む必要性を排除し、それによって従来の
ディスク・アレイの最初の2つのI/Oを排除する。さら
に、パリティ値をキャッシングすることによって、ディ
スク・アレイは、パリティが各ストライプについてディ
スクに書かれる回数を効果的に減らす。より具体的に
は、先行技術のディスク・アレイがユーザ・データをパ
リティで書き込むのに4つのI/Oを必要としたのに対し
て、この発明のディスク・アレイは、ユーザ・データを
パリティで書き込むのに、1＋１/(N-1) だけのI/Oを必
要とする（ここで、Nはストライプにおけるディスクの
数である）。
ロセスの間、ディスク・アレイからユーザ・データおよ
びパリティを読む必要性を排除し、それによって従来の
ディスク・アレイの最初の2つのI/Oを排除する。さら
に、パリティ値をキャッシングすることによって、ディ
スク・アレイは、パリティが各ストライプについてディ
スクに書かれる回数を効果的に減らす。より具体的に
は、先行技術のディスク・アレイがユーザ・データをパ
リティで書き込むのに4つのI/Oを必要としたのに対し
て、この発明のディスク・アレイは、ユーザ・データを
パリティで書き込むのに、1＋１/(N-1) だけのI/Oを必
要とする（ここで、Nはストライプにおけるディスクの
数である）。
【００６１】上で述べたように、部分的ストライプ・ポ
インター62、セグメント・フィル・ポインター64および
パリティ・キャッシュ72は、メモリ・マネージャーによ
って管理され、維持される。好ましい実施例において、
メモリ・マネージャーは、ディスク・アレイ上でユーザ
・データ、冗長性データおよび不使用のスペースを追跡
し続けるRAID管理システム16（図1）として具体化され
る。しかし、単にパリティ記憶に従ってメモリ割当てを
管理するためだけに構成されたメモリ・マネージャー
を、この発明において使うことができる。
インター62、セグメント・フィル・ポインター64および
パリティ・キャッシュ72は、メモリ・マネージャーによ
って管理され、維持される。好ましい実施例において、
メモリ・マネージャーは、ディスク・アレイ上でユーザ
・データ、冗長性データおよび不使用のスペースを追跡
し続けるRAID管理システム16（図1）として具体化され
る。しかし、単にパリティ記憶に従ってメモリ割当てを
管理するためだけに構成されたメモリ・マネージャー
を、この発明において使うことができる。
【００６２】図6および7は、パリティ冗長技法に従って
ディスク・アレイにユーザ・データを書くための好まし
い方法を図示する。プロセスは、部分的ストライプ・ポ
インター62がヌル（無効）で、満たされていないストラ
イプを現在参照していないことを意味しているかどうか
を判断するステップ100（図6）から始まる。部分的スト
ライプ・ポインターがストライプを指しているならば
（すなわち、ステップ100から[NO」分岐）、ユーザ・デ
ータは、セグメント・フィル・ポインター64で参照され
た次の不使用のセグメントに書かれる（ステップ10
2）。満たされたセグメントに含まれるすべてのユーザ
・データに対する増加的なパリティ値が、新しいユーザ
・データをキャッシュ記憶するされたパリティとXORし
（ステップ104）することにより計算され、再びキャッ
シュ記憶される（ステップ106）。
ディスク・アレイにユーザ・データを書くための好まし
い方法を図示する。プロセスは、部分的ストライプ・ポ
インター62がヌル（無効）で、満たされていないストラ
イプを現在参照していないことを意味しているかどうか
を判断するステップ100（図6）から始まる。部分的スト
ライプ・ポインターがストライプを指しているならば
（すなわち、ステップ100から[NO」分岐）、ユーザ・デ
ータは、セグメント・フィル・ポインター64で参照され
た次の不使用のセグメントに書かれる（ステップ10
2）。満たされたセグメントに含まれるすべてのユーザ
・データに対する増加的なパリティ値が、新しいユーザ
・データをキャッシュ記憶するされたパリティとXORし
（ステップ104）することにより計算され、再びキャッ
シュ記憶される（ステップ106）。
【００６３】ステップ108で、セグメント・フィル・ポ
インター64がそのストライプにおける最後のセグメント
を参照しているかどうか判断される。RAID管理システム
は、ストライプにおける新しいスペースの割当てを追跡
する。それは、どれくらいのセグメントがストライプに
あるかということと、ストライプにおいてまだ割り当て
られていないすべての不使用のセグメントを知ってい
る。上で示したように、RAID管理システムは、セグメン
ト・フィル・ポインターの前のすべてのセグメントがス
トライプ・パリティに反映されており、そのポインター
の後ろのすべてのセグメントが空で、ストライプ・パリ
ティには考慮されてないと、仮定する。さらに、RAID管
理システムは、データを含み参照されないストライプ
が、すべてのセグメントをそのストライプ・パリティに
編入してもらっており、そして、すべての空の参照され
ないストライプは、パリティの一部でないセグメントを
持つと、仮定する。
インター64がそのストライプにおける最後のセグメント
を参照しているかどうか判断される。RAID管理システム
は、ストライプにおける新しいスペースの割当てを追跡
する。それは、どれくらいのセグメントがストライプに
あるかということと、ストライプにおいてまだ割り当て
られていないすべての不使用のセグメントを知ってい
る。上で示したように、RAID管理システムは、セグメン
ト・フィル・ポインターの前のすべてのセグメントがス
トライプ・パリティに反映されており、そのポインター
の後ろのすべてのセグメントが空で、ストライプ・パリ
ティには考慮されてないと、仮定する。さらに、RAID管
理システムは、データを含み参照されないストライプ
が、すべてのセグメントをそのストライプ・パリティに
編入してもらっており、そして、すべての空の参照され
ないストライプは、パリティの一部でないセグメントを
持つと、仮定する。
【００６４】これらの操作パラメーターの結果、RAID管
理システムは、アレイにおけるポインターの位置と同様
にディスク・アレイにおけるおける任意のセグメントの
パリティ状態を知っている。したがって、RAID管理シス
テムは、セグメント・フィルポインターがそのストライ
プの終わりに着いたかどうかを知る。ポインターが最後
のセグメントにまだ届いていないならば（すなわち、ス
テップ108から「NO」分岐）、セグメント・フィル・ポ
インターは、次のデータ・セグメントに動かされる（ス
テップ110、図7）。ステップ104で計算されたパリティ
値は、次いでそのストライプのパリティ・セグメントに
書かれうる（ステップ112）。
理システムは、アレイにおけるポインターの位置と同様
にディスク・アレイにおけるおける任意のセグメントの
パリティ状態を知っている。したがって、RAID管理シス
テムは、セグメント・フィルポインターがそのストライ
プの終わりに着いたかどうかを知る。ポインターが最後
のセグメントにまだ届いていないならば（すなわち、ス
テップ108から「NO」分岐）、セグメント・フィル・ポ
インターは、次のデータ・セグメントに動かされる（ス
テップ110、図7）。ステップ104で計算されたパリティ
値は、次いでそのストライプのパリティ・セグメントに
書かれうる（ステップ112）。
【００６５】再び図6を参照すると、セグメント・フィ
ル・ポインターが最後のセグメントに達していると、全
ストライプのためのパリティを表わすキャッシュされた
パリティ値は、そのストライプのパリティ・セグメント
に書かれる（ステップ114）。この点で、そのストライ
プは、完全にユーザ・データおよび冗長情報でいっぱい
にある。
ル・ポインターが最後のセグメントに達していると、全
ストライプのためのパリティを表わすキャッシュされた
パリティ値は、そのストライプのパリティ・セグメント
に書かれる（ステップ114）。この点で、そのストライ
プは、完全にユーザ・データおよび冗長情報でいっぱい
にある。
【００６６】したがって、下により詳しく説明するよう
に、部分的ストライプ・ポインターは、次の空のストラ
イプ（ステップ116）を識別するために再び使われるま
で、無効にされることができる。ステップ118で、RAID
管理システムは、ストライプのセグメントに書かれたば
かりのユーザ・データが以前にディスク・アレイのどこ
か別のところに割り当てられていたかどうかを評価す
る。例えば、RAID管理システムがディスク・アレイ上で
ユーザ・データを再編成しユーザ・データを一つのロケ
ーションから他に移動させるとき、そのような状況が生
じる。それが書き直されたユーザ・データであるならば
（すなわち、ステップ118からの「YES」分岐）、RAID管
理システムは、その古いロケーションからユーザ・デー
タを割り当て解除し、それによって、前のストライプに
「穴」（すなわち、空のセグメント）をつくる。ステッ
プ122で、メモリーマップ60は、新しいデータ・ロケー
ションを反映するよう更新される。
に、部分的ストライプ・ポインターは、次の空のストラ
イプ（ステップ116）を識別するために再び使われるま
で、無効にされることができる。ステップ118で、RAID
管理システムは、ストライプのセグメントに書かれたば
かりのユーザ・データが以前にディスク・アレイのどこ
か別のところに割り当てられていたかどうかを評価す
る。例えば、RAID管理システムがディスク・アレイ上で
ユーザ・データを再編成しユーザ・データを一つのロケ
ーションから他に移動させるとき、そのような状況が生
じる。それが書き直されたユーザ・データであるならば
（すなわち、ステップ118からの「YES」分岐）、RAID管
理システムは、その古いロケーションからユーザ・デー
タを割り当て解除し、それによって、前のストライプに
「穴」（すなわち、空のセグメント）をつくる。ステッ
プ122で、メモリーマップ60は、新しいデータ・ロケー
ションを反映するよう更新される。
【００６７】再び最初のステップ100を参照すると、部
分的ストライプ・ポインターは、一つのストライプの完
成と新しい空ストライプの識別の間の間隔においてヌル
である。部分的ストライプ・ポインターがヌル（すなわ
ち、ステップ100から「YES」分岐）であるならば、RAID
管理システムが新しい空ストライプを探索する（ステッ
プ124、図7）。空のストライプが識別できない場合（す
なわち、ステップ124から「NO」分岐）、RAID管理シス
テムは、「穴」を有する部分的に満たされたストライプ
を見つけ、それを空にする（ステップ126）。このプロ
セスは、ごみ集め（ガーベッジ・コレクション；garbag
e collection）として知られており、その例が図8に示
される。
分的ストライプ・ポインターは、一つのストライプの完
成と新しい空ストライプの識別の間の間隔においてヌル
である。部分的ストライプ・ポインターがヌル（すなわ
ち、ステップ100から「YES」分岐）であるならば、RAID
管理システムが新しい空ストライプを探索する（ステッ
プ124、図7）。空のストライプが識別できない場合（す
なわち、ステップ124から「NO」分岐）、RAID管理シス
テムは、「穴」を有する部分的に満たされたストライプ
を見つけ、それを空にする（ステップ126）。このプロ
セスは、ごみ集め（ガーベッジ・コレクション；garbag
e collection）として知られており、その例が図8に示
される。
【００６８】図8は、ディスク・アレイのディスク0ない
し4にわたるストライプ150ないし156を示す。ユーザ・
データを含んでいるセグメントは、数字が続く文字
「D」で示される。空か不使用のセグメントは、文字
「U」によって示される。不使用のセグメントUがストラ
イプ150ないし156に「穴」をつくることに注意された
い。例示の目的で、RAID管理システムがストライプ150
を空にすると決めたとする。ディスク0上のセグメント
におけるユーザ・データD０は、ストライプ154の不使用
セグメントに動かされ、ディスク2上のセグメントにお
けるユーザ・データDlは、ストライプ152の不使用セグ
メントに動かされる。このデータ移動によってストライ
プ150が空にされ、このストライプは、いまや不使用の
データ・セグメントおよびパリティ・セグメントから成
る。同時に、データ移動は、他のストライプにおける
「穴」を満たし、それらのストライプをよりいっぱいに
する。
し4にわたるストライプ150ないし156を示す。ユーザ・
データを含んでいるセグメントは、数字が続く文字
「D」で示される。空か不使用のセグメントは、文字
「U」によって示される。不使用のセグメントUがストラ
イプ150ないし156に「穴」をつくることに注意された
い。例示の目的で、RAID管理システムがストライプ150
を空にすると決めたとする。ディスク0上のセグメント
におけるユーザ・データD０は、ストライプ154の不使用
セグメントに動かされ、ディスク2上のセグメントにお
けるユーザ・データDlは、ストライプ152の不使用セグ
メントに動かされる。このデータ移動によってストライ
プ150が空にされ、このストライプは、いまや不使用の
データ・セグメントおよびパリティ・セグメントから成
る。同時に、データ移動は、他のストライプにおける
「穴」を満たし、それらのストライプをよりいっぱいに
する。
【００６９】ごみ集めプロセスのこの例示の型は、空に
すべきストライプからユーザ・データを他のストライプ
の穴にランダムに移動させる。別の実施例においては、
ごみ集めプロセスは、ユーザ・データをセグメントごと
に順に書く上述の方法と同じ態様で、指定のストライプ
から新しい空ストライプに順にユーザ・データを書く。
他のごみ集め技法を、図7のステップ126でストライプを
空にするために同様に使うことができる。
すべきストライプからユーザ・データを他のストライプ
の穴にランダムに移動させる。別の実施例においては、
ごみ集めプロセスは、ユーザ・データをセグメントごと
に順に書く上述の方法と同じ態様で、指定のストライプ
から新しい空ストライプに順にユーザ・データを書く。
他のごみ集め技法を、図7のステップ126でストライプを
空にするために同様に使うことができる。
【００７０】再び図7を参照すると、RAID管理システム
は、空のストライプを選んで（ステップ128）、そのス
トライプを参照するよう部分的ストライプ・ポインター
をセットする（ステップ130）。セグメント・フィル・
ポインターは、そのストライプの始めを参照するよう初
期状態にされる（ステップ132）。それから、ユーザ・
データは第１の不使用セグメントに書かれる（ステップ
134）。ステップ136で、最初のパリティ値は、そのユー
ザ・データと等しく設定されて、キャッシュされる。そ
れ後、セグメント・フィル・ポインターが、次のデータ
・セグメントに動かされ（ステップ110）、プロセス
は、そのストライプの残りのセグメントについて続けら
れる。
は、空のストライプを選んで（ステップ128）、そのス
トライプを参照するよう部分的ストライプ・ポインター
をセットする（ステップ130）。セグメント・フィル・
ポインターは、そのストライプの始めを参照するよう初
期状態にされる（ステップ132）。それから、ユーザ・
データは第１の不使用セグメントに書かれる（ステップ
134）。ステップ136で、最初のパリティ値は、そのユー
ザ・データと等しく設定されて、キャッシュされる。そ
れ後、セグメント・フィル・ポインターが、次のデータ
・セグメントに動かされ（ステップ110）、プロセス
は、そのストライプの残りのセグメントについて続けら
れる。
【００７１】上述の実施例は、空のストライプおよびこ
れらのストライプ内のをセグメントを識別する2つの種
類のポインターを使う。別の具体化においては、一つの
RAID領域につき一対のようにNVRAMに複数の対のポイン
ターを保持してもよい。キャッシュ記憶されたパリティ
の管理は、複数のストライプの増分的充填で調整され
る。複数の対のポインターが使われるならば、調整は、
異なるストライプからの複数のパリティ・セグメントを
キャッシュ記憶すること、および／またはキャッシュ・
パリティを、各データ・セグメントが書かれたあとパリ
ティを示すなどのように、キャッシュ資源の適時の再利
用を許すパターンで、示すことを含みうる。
れらのストライプ内のをセグメントを識別する2つの種
類のポインターを使う。別の具体化においては、一つの
RAID領域につき一対のようにNVRAMに複数の対のポイン
ターを保持してもよい。キャッシュ記憶されたパリティ
の管理は、複数のストライプの増分的充填で調整され
る。複数の対のポインターが使われるならば、調整は、
異なるストライプからの複数のパリティ・セグメントを
キャッシュ記憶すること、および／またはキャッシュ・
パリティを、各データ・セグメントが書かれたあとパリ
ティを示すなどのように、キャッシュ資源の適時の再利
用を許すパターンで、示すことを含みうる。
【００７２】別のオプションの実施例においては、RAID
管理システムは、ストライプの終わりのセグメントが空
であり、ストライプの初めの１つまたは複数の連続した
セグメントにユーザ・データを含む部分的に満たされた
ストライプを選ぶよう構成することができる。RAID管理
システムは、セグメント・フィルポインターを部分的に
満たされたストライプにおける最初の空セグメントに初
期設定し、それから上述したのと同じ技法に従って、順
次書込みを続ける。
管理システムは、ストライプの終わりのセグメントが空
であり、ストライプの初めの１つまたは複数の連続した
セグメントにユーザ・データを含む部分的に満たされた
ストライプを選ぶよう構成することができる。RAID管理
システムは、セグメント・フィルポインターを部分的に
満たされたストライプにおける最初の空セグメントに初
期設定し、それから上述したのと同じ技法に従って、順
次書込みを続ける。
【００７３】このプロセスは、全RAID領域を書き込むた
めにストライプごとに続けることができることに注意さ
れたい。別の好ましい実施例において、ポインターの各
対が、ストライプおよびその中のセグメントの両方を識
別する一つのポインターに結合される。
めにストライプごとに続けることができることに注意さ
れたい。別の好ましい実施例において、ポインターの各
対が、ストライプおよびその中のセグメントの両方を識
別する一つのポインターに結合される。
【００７４】２つの型のポインターを使う別の具体化例
として、RAID管理システムは、どのデータ・セグメント
が、ストライプ・パリティに編入され、どれが編入され
ないかを決定する手段として、ビットマップを使うこと
ができる。そのビットマップは、ディスク・アレイのあ
らゆるセグメントについての情報を含む。ポインターと
比較してこの具体化例は、NVRAMにより多くのメモリー
スペースを必要とするが、データ・セグメントのパリテ
ィを追跡するのに効果的である。
として、RAID管理システムは、どのデータ・セグメント
が、ストライプ・パリティに編入され、どれが編入され
ないかを決定する手段として、ビットマップを使うこと
ができる。そのビットマップは、ディスク・アレイのあ
らゆるセグメントについての情報を含む。ポインターと
比較してこの具体化例は、NVRAMにより多くのメモリー
スペースを必要とするが、データ・セグメントのパリテ
ィを追跡するのに効果的である。
【００７５】法規に従って、この発明を具体的な構造に
関して説明した。しかし、この発明が、記述された特定
の特長に限定されないことが理解されねばならない。し
たがって、この発明は、特許請求の範囲に従って均等論
に従って解釈される適正な範囲でのあらゆる形態および
変更を含むものである。
関して説明した。しかし、この発明が、記述された特定
の特長に限定されないことが理解されねばならない。し
たがって、この発明は、特許請求の範囲に従って均等論
に従って解釈される適正な範囲でのあらゆる形態および
変更を含むものである。
【００７６】この発明は、例として次の実施形態を含
む。 1. 複数の記憶ディスク（12）を持ち、複数のストライ
プに構成されているディスク・アレイ(11)で、各ストラ
イプが複数の記憶ディスク（12）にわたって延び、記憶
スペースの複数のセグメントを含み、各セグメントがデ
ィスク・アレイの一つの記憶ディスク上のストライプの
一部分であるディスク・アレイに、冗長なパリティ記憶
技法に従ってユーザ・データを書くための方法であっ
て、(a)ユーザ・データまたはパリティ情報を持つセグ
メントと空のセグメントとを区別するステップと、(b)
ディスク・アレイ（12）における空のセグメントを持つ
満たされていないストライプ(66)を同定するステップ
と、(c)同定されたストライプ(66)において空のセグメ
ントを見つけるステップと、(d)そのストライプの他の
セグメントにユーザ・データを書くことなくストライプ
の空のセグメントにユーザ・データを書き込むステップ
と、(e)ステップ(d)でセグメントにユーザ・データが書
き込まれたあと、書かれたストライプのセグメントだけ
に含まれるユーザ・データに対するパリティ値を決定す
るステップと、および(f)ストライプの他のセグメント
の１つまたは複数を満たすために上記ステップ(c)ない
し(e)を繰り返すステップと、を含む方法。
む。 1. 複数の記憶ディスク（12）を持ち、複数のストライ
プに構成されているディスク・アレイ(11)で、各ストラ
イプが複数の記憶ディスク（12）にわたって延び、記憶
スペースの複数のセグメントを含み、各セグメントがデ
ィスク・アレイの一つの記憶ディスク上のストライプの
一部分であるディスク・アレイに、冗長なパリティ記憶
技法に従ってユーザ・データを書くための方法であっ
て、(a)ユーザ・データまたはパリティ情報を持つセグ
メントと空のセグメントとを区別するステップと、(b)
ディスク・アレイ（12）における空のセグメントを持つ
満たされていないストライプ(66)を同定するステップ
と、(c)同定されたストライプ(66)において空のセグメ
ントを見つけるステップと、(d)そのストライプの他の
セグメントにユーザ・データを書くことなくストライプ
の空のセグメントにユーザ・データを書き込むステップ
と、(e)ステップ(d)でセグメントにユーザ・データが書
き込まれたあと、書かれたストライプのセグメントだけ
に含まれるユーザ・データに対するパリティ値を決定す
るステップと、および(f)ストライプの他のセグメント
の１つまたは複数を満たすために上記ステップ(c)ない
し(e)を繰り返すステップと、を含む方法。
【００７７】2. 上記同定するステップは、満たされて
いないストライプ(66)を参照するために部分的ストライ
プ・ポインター(62)を使うことを含み、上記見つけるス
テップは、ストライプに書き込むべきセグメントを参照
するためにセグメント・フィル・ポインター(64)を使う
ことを含み、さらに、ディスク・アレイ（11）と別に不
揮発性メモリー(21)を提供するステップ、および不揮発
性メモリー(21)に部分的ストライプ・ポインターおよび
セグメント・フィル・ポインターを格納するステップを
含む蒸気の方法。 3. 上記見つけるステップが満たされていないストライ
プ内の順に従って空のセグメントを連続的に参照するこ
とを含む上記１の方法。 4. さらに、ディスク・アレイ（11）とは別に不揮発性
メモリー(21)を提供するステップ、および上記決定する
ステップの後に、上記パリティ値を上記不揮発性メモリ
ーに一時的にキャッシュ記憶するステップを含む上記１
に記載の方法。 5. さらに、以下のステップを含んでいる上記1の方法：
一時的に、上記決定するステップ(e)の都度、上記パリ
ティ値をキャッシュ記憶するステップ；および上記決定
するステップは、前にキャッシュ記憶されたパリティ
値、およびストライプの空のセグメントに最も最近書か
れたユーザ・データの論理関数に基づいて新しいパリテ
ィ値を計算するステップ。 6. さらに、上記決定するステップ(e)の都度、ディスク
・アレイ（11）にパリティ値を書くステップを含む上記
1の方法。
いないストライプ(66)を参照するために部分的ストライ
プ・ポインター(62)を使うことを含み、上記見つけるス
テップは、ストライプに書き込むべきセグメントを参照
するためにセグメント・フィル・ポインター(64)を使う
ことを含み、さらに、ディスク・アレイ（11）と別に不
揮発性メモリー(21)を提供するステップ、および不揮発
性メモリー(21)に部分的ストライプ・ポインターおよび
セグメント・フィル・ポインターを格納するステップを
含む蒸気の方法。 3. 上記見つけるステップが満たされていないストライ
プ内の順に従って空のセグメントを連続的に参照するこ
とを含む上記１の方法。 4. さらに、ディスク・アレイ（11）とは別に不揮発性
メモリー(21)を提供するステップ、および上記決定する
ステップの後に、上記パリティ値を上記不揮発性メモリ
ーに一時的にキャッシュ記憶するステップを含む上記１
に記載の方法。 5. さらに、以下のステップを含んでいる上記1の方法：
一時的に、上記決定するステップ(e)の都度、上記パリ
ティ値をキャッシュ記憶するステップ；および上記決定
するステップは、前にキャッシュ記憶されたパリティ
値、およびストライプの空のセグメントに最も最近書か
れたユーザ・データの論理関数に基づいて新しいパリテ
ィ値を計算するステップ。 6. さらに、上記決定するステップ(e)の都度、ディスク
・アレイ（11）にパリティ値を書くステップを含む上記
1の方法。
【００７８】7. 複数の記憶ディスク（12）を持ち、複
数のストライプに構成されているディスク・アレイ（1
1）であって、各ストライプが複数の記憶ディスクにわ
たって延び、記憶スペースの複数のセグメントを含み、
各セグメントがディスク・アレイ（11）の一つの記憶デ
ィスクにあるストライプの一部分であるディスク・アレ
イに、冗長なパリティ記憶技法に従ってユーザ・データ
を書く次のステップを含む方法： (a) ディスク・アレイ（11）とは別に不揮発性メモリー
(21)を用意するステップ； (b)不揮発性メモリー(21)にディスク・アレイの個々の
ストライプを参照する部分的ストライプ・ポインター(6
2)を提供するステップ； (c)不揮発性メモリー(21)に参照されたストライプの個
々のセグメントを参照するセグメント・フィル・ポイン
ター(64)を提供するステップ； (d)部分的ストライプ・ポインター(62)を空のストライ
プにセットすることによって空のストライプ(66)を選ぶ
ステップ； (e)セグメント・フィル・ポインター(64)を最初のセグ
メントにセットすることによって選ばれたストライプの
最初のセグメントを選ぶステップ； (f)そのストライプの他のセグメントを空のまま残して
上記最初のセグメントにユーザ・データを書き込むステ
ップ； (g)ストライプの最初のセグメントだけについてパリテ
ィ値を計算するステップ； (h)パリティ値を不揮発性メモリー(21)にキャッシュ記
憶するステップ； (i)セグメント・フィル・ポインター(64)を使ってスト
ライプの次のセグメントを選ぶステップ； (j)ストライプの次のセグメントにユーザ・データを書
き込むステップ；および(k)キャッシュ記憶されたパリ
ティ値および次のセグメントに書かれたユーザ・データ
に基づいて別のパリティ値を計算するステップ。
数のストライプに構成されているディスク・アレイ（1
1）であって、各ストライプが複数の記憶ディスクにわ
たって延び、記憶スペースの複数のセグメントを含み、
各セグメントがディスク・アレイ（11）の一つの記憶デ
ィスクにあるストライプの一部分であるディスク・アレ
イに、冗長なパリティ記憶技法に従ってユーザ・データ
を書く次のステップを含む方法： (a) ディスク・アレイ（11）とは別に不揮発性メモリー
(21)を用意するステップ； (b)不揮発性メモリー(21)にディスク・アレイの個々の
ストライプを参照する部分的ストライプ・ポインター(6
2)を提供するステップ； (c)不揮発性メモリー(21)に参照されたストライプの個
々のセグメントを参照するセグメント・フィル・ポイン
ター(64)を提供するステップ； (d)部分的ストライプ・ポインター(62)を空のストライ
プにセットすることによって空のストライプ(66)を選ぶ
ステップ； (e)セグメント・フィル・ポインター(64)を最初のセグ
メントにセットすることによって選ばれたストライプの
最初のセグメントを選ぶステップ； (f)そのストライプの他のセグメントを空のまま残して
上記最初のセグメントにユーザ・データを書き込むステ
ップ； (g)ストライプの最初のセグメントだけについてパリテ
ィ値を計算するステップ； (h)パリティ値を不揮発性メモリー(21)にキャッシュ記
憶するステップ； (i)セグメント・フィル・ポインター(64)を使ってスト
ライプの次のセグメントを選ぶステップ； (j)ストライプの次のセグメントにユーザ・データを書
き込むステップ；および(k)キャッシュ記憶されたパリ
ティ値および次のセグメントに書かれたユーザ・データ
に基づいて別のパリティ値を計算するステップ。
【００７９】8. 各ストライプが複数の記憶ディスクに
わたって延び、記憶スペースの複数のセグメントを含
む、複数のストライプに構成された、複数の記憶ディス
ク（12）を有するディスク・アレイ（11）であって、各
セグメントがディスク・アレイ（11）の一つの記憶ディ
スクのストライプの一部分であるディスク・アレイ(11)
と、記憶ディスクへのおよび記憶ディスクからのデータ
転送を調整するためにディスク・アレイ(11)に結合され
たディスク・アレイ・コントローラ（14）と、パリティ
冗長技法に従ってがユーザ・データを冗長に格納するた
めにメモリ割当てを管理するためにディスク・アレイ・
コントローラ（14）に結合されたメモリ・マネージャー
（I6）とを備え、メモリ・マネージャーは、ユーザ・デ
ータをデータ・セグメントに、パリティ情報をパリティ
・セグメントに配置し、これにより少くとも1つのパリ
ティ・セグメントおよび一つまたは複数のデータ・セグ
メントが各ストライプに含まれ、メモリ・マネージャー
(16)は、どのデータ・セグメントが、ストライプのパリ
ティ情報に編入されるか決定するための手段を持ち、満
たされていないストライプ(66)およびそのストライプに
おける空のセグメントを選び、また、メモリ・マネージ
ャーは、選ばれたセグメントにユーザ・データを書き込
み、各セグメントが書き込まれた後、書き込まれたスト
ライプのセグメントに含まれるユーザ・データに基づく
そのストライプのパリティ値を増分的に決定するように
したデータ記憶システム。 9. 上記8のデータ記憶システムであって、上記メモリ・
マネージャーの上記決定する手段は、ディスク・アレイ
（11）における個々のストライプを参照する部分的スト
ライプ・ポインター(62)と、参照されたストライプにお
ける個々のセグメントを参照するセグメント・フィル・
ポインター(64)と、そのポインターを使って満たされて
いないストライプ、およびそのストライプにおけるセグ
メントを選ぶメモリ・マネージャー（16）と、を備える
データ記憶システム。 10. パリティ値が決定される都度、パリティ値をキャッ
シュ記憶するために常駐する不揮発性メモリー(21)と、
前にキャッシュ記憶されたパリティ値、および最も最近
ストライプの空のセグメントに書かれたユーザ・データ
の論理関数に基づいて新しいパリティ値を計算するメモ
リ・マネージャー(16)と、を備える上記8のデータ記憶
システム。
わたって延び、記憶スペースの複数のセグメントを含
む、複数のストライプに構成された、複数の記憶ディス
ク（12）を有するディスク・アレイ（11）であって、各
セグメントがディスク・アレイ（11）の一つの記憶ディ
スクのストライプの一部分であるディスク・アレイ(11)
と、記憶ディスクへのおよび記憶ディスクからのデータ
転送を調整するためにディスク・アレイ(11)に結合され
たディスク・アレイ・コントローラ（14）と、パリティ
冗長技法に従ってがユーザ・データを冗長に格納するた
めにメモリ割当てを管理するためにディスク・アレイ・
コントローラ（14）に結合されたメモリ・マネージャー
（I6）とを備え、メモリ・マネージャーは、ユーザ・デ
ータをデータ・セグメントに、パリティ情報をパリティ
・セグメントに配置し、これにより少くとも1つのパリ
ティ・セグメントおよび一つまたは複数のデータ・セグ
メントが各ストライプに含まれ、メモリ・マネージャー
(16)は、どのデータ・セグメントが、ストライプのパリ
ティ情報に編入されるか決定するための手段を持ち、満
たされていないストライプ(66)およびそのストライプに
おける空のセグメントを選び、また、メモリ・マネージ
ャーは、選ばれたセグメントにユーザ・データを書き込
み、各セグメントが書き込まれた後、書き込まれたスト
ライプのセグメントに含まれるユーザ・データに基づく
そのストライプのパリティ値を増分的に決定するように
したデータ記憶システム。 9. 上記8のデータ記憶システムであって、上記メモリ・
マネージャーの上記決定する手段は、ディスク・アレイ
（11）における個々のストライプを参照する部分的スト
ライプ・ポインター(62)と、参照されたストライプにお
ける個々のセグメントを参照するセグメント・フィル・
ポインター(64)と、そのポインターを使って満たされて
いないストライプ、およびそのストライプにおけるセグ
メントを選ぶメモリ・マネージャー（16）と、を備える
データ記憶システム。 10. パリティ値が決定される都度、パリティ値をキャッ
シュ記憶するために常駐する不揮発性メモリー(21)と、
前にキャッシュ記憶されたパリティ値、および最も最近
ストライプの空のセグメントに書かれたユーザ・データ
の論理関数に基づいて新しいパリティ値を計算するメモ
リ・マネージャー(16)と、を備える上記8のデータ記憶
システム。
【００８０】
【発明の効果】この発明によると、パリティ書き込みの
間、必要とされるI/Oの数が少ない改善された書込み性
能を持つディスク・アレイ・データ記憶システムが得ら
れる。
間、必要とされるI/Oの数が少ない改善された書込み性
能を持つディスク・アレイ・データ記憶システムが得ら
れる。
【図１】この発明に従う冗長な階層的なディスク・アレ
イ・データ記憶システムの図表のブロック図である。
イ・データ記憶システムの図表のブロック図である。
【図２】複数の記憶ディスク上の記憶スペースを示す図
表で、RAIDレベル1によるデータ記憶を示している。
表で、RAIDレベル1によるデータ記憶を示している。
【図３】複数の記憶ディスク上の記憶スペースの図表
で、RAIDレベル５によるデータ記憶を示す。
で、RAIDレベル５によるデータ記憶を示す。
【図４】2つの仮想記憶スペースが物理的な記憶スペー
スの上へマップされている、この発明のメモリーマッピ
ング取り決めの図表である。
スの上へマップされている、この発明のメモリーマッピ
ング取り決めの図表である。
【図５】不揮発性メモリおよびディスク・アレイの記憶
スペースに維持されるポインター間の相互作用を示すブ
ロック図である。
スペースに維持されるポインター間の相互作用を示すブ
ロック図である。
【図６】パリティ冗長技法によってディスク・アレイに
データを書き込むステップを示す流れ図である。
データを書き込むステップを示す流れ図である。
【図７】パリティ冗長技法によってディスク・アレイに
データを書き込むステップを示す流れ図である。
データを書き込むステップを示す流れ図である。
【図８】ゴミ集め技法を示すための複数の記憶ディスク
の記憶スペースの図表である。
の記憶スペースの図表である。
１０ データ記憶システム １１ ディスク・アレイ １２ 記憶ディスク １３ インターフェイス・バス １４ ディスク・アレイ・コントローラ １８ ミラー・グループ ２２ パリティ・グループ
Claims (1)
- 【請求項１】 複数の記憶ディスクを持ち、各ストライ
プが複数の記憶ディスクにわたって延び、それぞれ記憶
スペースの複数のセグメントを含む複数のストライプに
構成され、それぞれのセグメントがディスク・アレイの
一つの記憶ディスク上のストライプの一部分であるディ
スク・アレイにおいて、冗長性パリティ記憶技法に従っ
てユーザ・データを書き込む方法であって、 (a)ユーザ・データまたはパリティ情報を持つセグメン
トと空のセグメントとを区別するステップと、 (b)上記ディスク・アレイにおける上記空のセグメント
を持つ満たされていないストライプを同定するステップ
と、 (c)上記同定されたストライプにおいて上記空のセグメ
ントを見つけるステップと、 (d)上記ストライプの他のセグメントにユーザ・データ
を書くことなく該ストライプの上記空のセグメントにユ
ーザ・データを書き込むステップと、 (e)上記ステップ(d)でセグメントにユーザ・データが書
き込まれたあと、上記ストライプの書き込まれたセグメ
ントだけに含まれるユーザ・データに対するパリティ値
を決定するステップと、 (f)上記ストライプの他のセグメントの１つまたは複数
を満たすために上記ステップ(c)ないし(e)を繰り返すス
テップと、を含む方法。
Applications Claiming Priority (2)
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|---|---|---|---|
| US386,582 | 1995-02-10 | ||
| US08/386,582 US5537534A (en) | 1995-02-10 | 1995-02-10 | Disk array having redundant storage and methods for incrementally generating redundancy as data is written to the disk array |
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| JP3753461B2 JP3753461B2 (ja) | 2006-03-08 |
Family
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| JP (1) | JP3753461B2 (ja) |
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