JPH10161819A

JPH10161819A - ディスクアレイ制御方法および装置

Info

Publication number: JPH10161819A
Application number: JP9269585A
Authority: JP
Inventors: Yasunobu Kato; 泰信加藤; Takushi Totsuka; 卓志戸塚; Hiroyuki Shiotani; 浩之塩谷
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 1996-10-04
Filing date: 1997-10-02
Publication date: 1998-06-19

Abstract

(57)【要約】【課題】データの読み出しおよび書き込み時間を一定
にするとともに、データの信頼性を高めることができる
ようにする。【解決手段】ステップＳ１において、全部でｍ個のデ
ィスク装置から、誤り訂正用データとデータを分割して
得られたｎ個のサブブロックを格納するｎ＋１個のディ
スク装置を選択し、ステップＳ２において、選択された
各ディスク装置上において、誤り訂正用データおよび所
定のサブブロックを配置する外周よりのトラックと、他
のサブブロックを配置する内周よりのトラックと、開始
論理セクタをそれぞれ決定する。次に、ステップＳ３に
おいて、誤り訂正用データおよび各サブブロックのサイ
ズを、トラックのセクタ数とそのトラックに配置される
誤り訂正用データまたはサブブロックのサイズの比が一
定となるように決定する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ディスクアレイ制
御方法および装置に関し、例えば、サイズの異なるサブ
ブロックから誤り訂正用データを生成することにより、
データの格納場所に拘らず、誤り訂正用データおよびサ
ブブロックの読み出しおよび書き込み時間を一定にする
ことができるディスクアレイ制御方法および装置に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】近年のコンピュータシステムの発展はめ
ざましいが、その発展に伴い、外部記憶装置に対する要
求も高まっている。その要求に答えるべく開発されたの
がディスクアレイ装置である。このディスクアレイ装置
は、複数のディスク装置を内蔵して、大容量化を図り、
各ディスク装置を並列に動かし、読み出しあるいは書き
込みを高速化するとともに、誤り訂正用データを取り入
れることにより、信頼性を上げている。

【０００３】ディスクアレイ装置にデータを格納する場
合、データを分割して複数のサブブロックとし、それら
のサブブロックを元に、誤り訂正用データを生成し、全
てのサブブロックと誤り訂正用データをそれぞれ別々の
ディスク装置に書き込む。

【０００４】逆に、ディスクアレイ装置からデータを取
り出す場合、データを構成するサブブロックと誤り訂正
用データが格納されているディスク装置から、複数のサ
ブブロックと誤り訂正用データを同時に読み出し、読み
出したサブブロックから元のデータを構成し、エラーが
なければそのまま送出する。そのとき、サブブロックが
格納されている記録エリアが壊れている等の理由で、正
常に読み出すことができない場合、他の正常に読み出さ
れたサブブロックと誤り訂正用データを元に、正しいデ
ータを復元した後、送出する。

【０００５】また、ディスクアレイ装置においては、１
つのディスク装置が完全に壊れた場合でも、壊れたディ
スク装置を新しいものに交換し、他のディスク装置のデ
ータを用いて、壊れたデータを復旧するという機能を備
えるようにすることもできる。

【０００６】誤り訂正用データを取り入れたディスクア
レイ装置にはいくつかの異なる方式がある。ＵＣバーク
レイ校のＤｖｉｄＡ．Ｐａｔｔｅｒｓｏｎ教授らは、
その方式を５段階に分類し、ＲＡＩＤ（Redundant Arra
ys of Inexpensive Disks）のレベルという用語を初め
て提唱した。以下にその内容を簡単に紹介する。

【０００７】ＲＡＩＤ−１は、ディスク装置のデータを
２重化するものであり、ミラードディスクとも呼ばれ
る。ＲＡＩＤ−１では、全く同一のデータが２つのディ
スク装置に格納される。ＲＡＩＤ−２，３は、入力デー
タをビット単位やバイト単位で分割し、複数のディスク
装置に格納する。ＲＡＩＤ−２ではハミング符号を、Ｒ
ＡＩＤ−３ではパリティを誤り訂正用データとして使用
する。ＲＡＩＤ−４，５は、データをセクタ単位でイン
タリーブする。ＲＡＩＤ−４は、パリティを同一のディ
スク装置に格納するのに対し、ＲＡＩＤ−５では複数の
ディスク装置に分散させる。

【０００８】これらのＲＡＩＤのレベルうち、通常のデ
ィスクアレイ装置に最もよく採用されている方式は、Ｒ
ＡＩＤ-３とＲＡＩＤ−５である。図１８は、ＲＡＩＤ
−３の方式のディスクアレイ装置の一例の構成を表し、
図１９は、ＲＡＩＤ−５の方式のディスクアレイ装置の
一例の構成を表している。

【０００９】即ち、図１８に示したＲＡＩＤ−３方式の
ディスクアレイ装置においては、入力データをバイト単
位に分割し、バイト単位に分割された各データを複数の
ディスク装置に格納する。そして、訂正用データとして
のパリティを所定のディスク装置に格納する。ここで
は、複数のディスク装置に格納されたＮｏ．１乃至４の
データに対するパリティＰ_1-4と、Ｎｏ．５乃至８のデ
ータに対するパリティＰ₅ _-8が格納されている。

【００１０】また、図１９に示したＲＡＩＤ−５方式の
ディスクアレイ装置においては、入力データをセクタ単
位に分割し、それらのデータをインタリーブして複数の
ディスク装置に分散させる。この場合、最初のディスク
装置にはデータＡ，Ｅ，Ｉ、次のディスク装置にはデー
タＢ，Ｆ，Ｊ、次のディスク装置にはデータＣ，Ｇ，と
データＩ乃至Ｌに対するパリティＰ_I-Lが格納されてい
る。そして、次のディスクには、データＤ，Ｋと、デー
タＥ乃至Ｈに対するパリティＰ_E-Hが格納され、最後の
ディスク装置には、データＡ乃至Ｄに対するパリティＰ
_A-Dと、データＨ，Ｌが格納されている。

【００１１】一方、近年のコンピュータシステムの発展
により、画像や音声などに代表されるマルチメディアデ
ータを扱うことが可能となったが、これらのマルチメデ
ィアデータ用のストレージは、マルチメディアサーバと
呼ばれることがある。マルチメディアサーバは、大容量
かつ高転送レートが要求されるので、ハードウェアシス
テムとしてはディスクアレイ装置として実現されること
が多い。ただし、従来のコンピュータ用サーバにおいて
は処理を行う平均性能が重視されているのに対し、マル
チメディアサーバにおいては、処理を完了するまでに要
する時間の最悪値をいかに抑えるかという点が重視され
る。

【００１２】例えば、動画像の場合、毎秒３０枚の画像
が一定の間隔で次々に表示されないと、動きがぎこちな
くなる。また、ディスク装置の能力が追い付かず、音声
データが不足すれば音が途切れて不快なノイズを発す
る。最悪の場合でもこれだけの時間で処理できるという
上限が保証されていることをリアルタイム性を保証する
という。マルチメディアサーバでは、このリアルタイム
性を保証することができるかどうかも重要である。

【００１３】

【発明が解決しようとする課題】ところで、ハードディ
スクなどのディスク記憶装置には、ゾーン・ビット・レ
コーディング（ＺＢＲ）と呼ばれるフォーマット方法が
ある。記録密度が一定、かつディスクの回転速度が一定
という条件の下では、図２０に示すように、内周より外
周の方でトラックあたりのセクタ数を多く取ることがで
きる。ＺＢＲとは記録面をディスクの中心からの距離に
応じて複数のゾーンに分け、外側のゾーンでは、内側の
ゾーンよりトラックあたりのセクタ数を多くするように
してディスクの記録容量を増やすようにしたフォーマッ
ト方法である。

【００１４】図２１は、ＺＢＲ方式を用いてフォーマッ
トされたディスク記憶装置におけるシリンダアドレスと
１トラックあたりのセクタ数の関係を示している。この
場合、外周側のトラックには例えば１７６個のセクタが
存在し、それより内側のトラックには例えば１３２個の
セクタが存在しており、外周側のトラックの方が内周側
のトラックより１トラックあたりのセクタ数が多くなっ
ている。

【００１５】ＺＢＲ方式のディスク記憶装置では、内周
の方が外周よりセクタ数が少ないにも拘らず、回転速度
は常に一定であるから、同一のデータサイズであって
も、内周側よりに格納されているデータの方が読み出し
に時間がかかるという問題が生じる。このことは、ＺＢ
Ｒ方式のディスク記憶装置を使用するディスクアレイ装
置についても当てはまり、データを分割してできたサブ
ブロックの格納場所により、読み出し時間が異なるの
で、ディスクアレイ装置がデータを送出することができ
る時間もそれによって決められてしまう。同様に、デー
タの書き込み時間も格納場所により異なることになる。

【００１６】図２２は、ＲＡＩＤ−３方式でデータを格
納した場合に、データが各ディスク記憶装置に分散され
る様子を表している。この例では、固定長データと誤り
訂正用データを各ディスクの最外周から順々に埋めるよ
うに書き込んでいる。この場合、一番最初のデータを構
成するサブブロックと、誤り訂正用データは最外周に格
納されるため、読み出し時間あるいは書き込み時間が最
も早くなる。逆に、一番最後のデータを構成するサブブ
ロックと誤り訂正用データは最内周に格納されるため、
読み出し時間あるいは書き込み時間が最も遅くなる。こ
のように、格納場所によりアクセス時間が変化する傾向
は、特にリアルタイム性の保証が要求されるマルチメデ
ィア分野の応用には向いていない。

【００１７】また、図１７に示すように、ＺＢＲ方式の
ディスク記憶装置を使用しているサーバにおいては、読
み出し時間あるいは書き込み時間を均一とするために、
データを構成するサブブロックをディスクの外周よりに
格納するものと内周よりに格納するものに分け、それぞ
れのサイズをデータの読み出し時間および書き込み時間
が一定となるように決めるようにすることが考えられ
る。

【００１８】そして、各サブブロックのサイズを決定す
るとき、それが格納されているトラックにおけるトラッ
クあたりのセクタ数に比例するようにサイズを決めるよ
うにする。その場合、各サブブロックのサイズは一定で
はなくなる。一方、ＲＡＩＤ−１方式乃至ＲＡＩＤ−５
方式を含めた従来方式における誤り訂正用データの生成
方法では、サブブロックのサイズは全て同一であるとい
う条件があった。従って、従来の方式ではサイズが異な
るサブブロックに対しては誤り訂正用データを生成する
ことができない。

【００１９】本発明はこのような状況に鑑みてなされた
ものであり、ディスクアレイ装置において、データを読
み出す時間あるいは書き込む時間を全て均一にすること
ができ、なおかつ各データに誤り訂正用データを付加す
ることができるようにし、データの信頼性を高めること
ができるようにするものである。

【００２０】

【課題を解決するための手段】請求項１に記載のディス
クアレイ制御方法は、サイズが異なる第２のデータから
誤り訂正用データを生成し、ディスク装置に対して、第
２のデータおよび誤り訂正用データの読み出し、および
書き込みに要する時間が均一となるように、第２のデー
タを格納するディスク装置およびディスク装置上のアド
レスと、第２のデータのサイズと、誤り訂正用データを
格納するディスク装置およびディスク装置上のアドレス
とを決定することを特徴とする。

【００２１】請求項１６に記載のディスクアレイ制御装
置は、サイズが異なる第２のデータから誤り訂正用デー
タを生成する生成手段と、ディスク装置に対して、第２
のデータおよび誤り訂正用データの読み出し、および書
き込みに要する時間が均一となるように、第２のデータ
を格納するディスク装置およびディスク装置上のアドレ
スと、第２のデータのサイズと、誤り訂正用データを格
納するディスク装置およびディスク装置上のアドレスと
を決定する決定手段とを備えることを特徴とする。

【００２２】請求項１に記載のディスクアレイ制御方法
においては、サイズが異なる第２のデータから誤り訂正
用データを生成し、ディスク装置に対して、第２のデー
タおよび誤り訂正用データの読み出し、および書き込み
に要する時間が均一となるように、第２のデータを格納
するディスク装置およびディスク装置上のアドレスと、
第２のデータのサイズと、誤り訂正用データを格納する
ディスク装置およびディスク装置上のアドレスとを決定
する。

【００２３】請求項１６に記載のディスクアレイ制御装
置においては、生成手段が、サイズが異なる第２のデー
タから誤り訂正用データを生成し、決定手段が、ディス
ク装置に対して、第２のデータおよび誤り訂正用データ
の読み出し、および書き込みに要する時間が均一となる
ように、第２のデータを格納するディスク装置およびデ
ィスク装置上のアドレスと、第２のデータのサイズと、
誤り訂正用データを格納するディスク装置およびディス
ク装置上のアドレスとを決定する。

【００２４】

【発明の実施の形態】図１は、本発明を適用したマルチ
メディアサーバの実施の形態の構成を示すブロック図で
ある。

【００２５】配置部（ＢｌｏｃｋＡｌｌｏｃａｔｏ
ｒ）１（決定手段）は、入力されたフォーマットパラメ
ータと、ＺＢＲ（ゾーンビットレコーディング）テーブ
ル（ＺＢＲＴａｂｌｅ）８からのデータに基づいて、
後述するブロックマップ（ＢｌｏｃｋＭａｐ）３を作
成するようになされている。フォーマットパラメータ
は、データの１ブロックの大きさＳ、データを分割する
数ｎ、および最適なスキュー値（θ_skew）などから構成
されている。

【００２６】一方、ＺＢＲテーブル８は、データの配置
場所と、その場所での１トラック（Ｔｒａｃｋ）あたり
のセクタ（Ｓｅｃｔｏｒ）数を対応づけた表であり、グ
ラフにすると図２１に示したようになる。従って、デー
タの配置場所から、１トラックのセクタ数を調べること
ができる。その他に、ディスク記憶装置（Ｄｉｓｋ）６
−１乃至６−ｍの物理セクタアドレスから論理セクタア
ドレスに変換する処理が必要となるが、この実施の形態
では、後述するＳＣＳＩ（ANSI Small Computer System
Interface）ドライバ５−１乃至５−ｍを介して、ディ
スク記憶装置６−１乃至６−ｍに直接問い合わせること
により、その変換を行うようになされている。なお、以
下では、特に区別する必要がない場合、ＳＣＳＩドライ
バ５−１乃至５−ｍを単にＳＣＳＩドライバ５と、ま
た、ディスク記憶装置６−１乃至６−ｍを単にディスク
記憶装置６と記載することにする。

【００２７】ディスク記憶装置６の論理セクタアドレス
と物理セクタアドレスの関係については、図８を参照し
て後述する。

【００２８】誤り訂正コントローラ（ＥＣＣＣｏｎｔ
ｒｏｌｌｅｒ）９（生成手段）は、データバッファ４よ
りデータを読み出し、誤り訂正用データを生成し、デー
タバッファ４に供給したり、データバッファ４より読み
出したデータを構成するサブブロックに誤りがある場
合、そのデータを構成する誤り訂正用データを用いてそ
のサブブロックを訂正するようになされている。

【００２９】配置部１は、データの配置を決定した後、
ブロックマップ３を作成していく。ブロックマップ３
は、図２に示したように、ｋ（データの総数を越えない
任意の自然数）番目のデータを分割して得られたｎ個の
サブブロックと誤り訂正用データをディスク上のどこに
格納するかを示すものである。各データの最上段には、
誤り訂正用データが配置され、その配置場所は、ディス
ク記憶装置番号Ｄ_kp、ディスク記憶装置上の開始論理セ
クタアドレスＬ_kp、サブブロックを構成するセクタの数
Ｓ_kpより決定することができる。また、各サブブロック
の配置場所は、ディスク記憶装置番号Ｄ_ki、ディスク記
憶装置上の開始論理セクタアドレスＬ_ki、サブブロック
を構成するセクタの数Ｓ_kiより決定することができる。
ここで、ｉは、１≦ｉ≦ｎの自然数である。

【００３０】データを連続的に読み出す、あるいは書き
込むときは、まず、複数のデータのアクセス要求が発生
し、それらの要求を識別する情報としてのデータの番
号、データが置かれるデータバッファ（ＤａｔａＢｕ
ｆｆｅｒ）４上でのアドレス、および読み出しか書き込
みかを示すフラグがアクセス要求バッファ（Ａｃｃｅｓ
ｓＲｅｑｕｅｓｔＢｕｆｆｅｒ）７に蓄えられる。

【００３１】スケジューラ（Ｓｃｈｅｄｕｌｅｒ）２
は、所定の時間にそれらの複数の情報をアクセス要求バ
ッファ７より読み出し、ブロックマップ３を参照して、
要求されているデータを構成するサブブロックと誤り訂
正用データの配置場所を調べるようになされている。配
置場所は、ディスク記憶装置６、ディスク記憶装置６上
での開始論理セクタアドレス、セクタ数からなり、スケ
ジューラ２は、該当するディスク記憶装置６をドライブ
するＳＣＳＩドライバ５にアクセス要求を行うようにな
されている。

【００３２】データバッファ４は、入力されたマルチメ
ディアデータ等を一時的に記憶したり、ディスク記憶装
置６より読み出されたマルチメディアデータ等を一時的
に記憶するようになされている。

【００３３】次に、データをディスク記憶装置６に書き
込む場合の各部の動作について説明する。最初に、ディ
スク記憶装置６に書き込むべきデータが、順次、データ
バッファ４に書き込まれる。このとき、スケジューラ２
は、ブロックマップ３よりデータをどのように分割する
かという情報を持っている。図３（Ａ）は、ｋ番目のデ
ータを異なるサイズのサブブロックに分割した例を示し
ている。即ち、サイズがＳのデータをサイズがＳ_k1のサ
ブブロック＃１、サイズがＳ_k2のサブブロック＃２、サ
イズがＳ_k3のサブブロック＃３、およびサイズがＳ_k4の
サブブロック＃４に分割する。

【００３４】ここで、サブブロックの分割について、さ
らに詳細に説明する。例えば、サイズＳのデータを１フ
レームのデータとすると、１フレームのデータをサイズ
がそれぞれＳｋ₁，Ｓｋ₂，Ｓｋ₃およびＳｋ₄の４つのサ
ブブロック＃１，＃２，＃３および＃４に分割する。図
４に示すように、１フレームのデータが、Ｍ×Ｎ画素で
構成されている場合、１フレームを所定の画素数（Ｌ画
素）からなるパケットに分割する。そして、図４に示す
ように、分割された各パケットを順に４つのサブブロッ
クに割り当てる。例えば、パケットＡ０をサブブロック
＃１に、パケットＢ０をサブブロック＃２に、パケット
Ｃ０をサブブロック＃３、パケットＤ０をサブブロック
＃４に割り当て、さらに、パケットＡ１をサブブロック
＃１に、パケットＢ１をサブブロック＃２に、パケット
Ｃ１をサブブロック＃３に、パケットＤ１をサブブロッ
ク＃４に割り当てる。このように、各パケットを順に各
サブブロックに割り当てることにより、図５に示すよう
な、サブロック＃１、サブブロック＃２、サブブロック
＃３およびサブブロック＃４に分割されることになる。

【００３５】誤り訂正コントローラ９は、スケジューラ
２からの指示に従って、これらのサブブロックをデータ
バッファ４より読み込み、読み込んだサブブロックに基
づいて誤り訂正用データを生成する。サブブロックのサ
イズは、大抵の場合、一定ではなく、誤り訂正用データ
のサイズは、分割されたサブブロックの中の最もサイズ
が大きいサブブロックのサイズと等しくなるようにす
る。

【００３６】基本的には、ｊ番目の誤り訂正用データＰ
_jは、各サブブロックのｊ番目のデータから生成され
る。このとき、図３（Ｂ）に示すように、ｊの値が小さ
い場合、全てのサブブロックに対応するｊ番目のデータ
が存在するので、全てのサブブロックのデータから、誤
り訂正用データＰ_jが生成される。一方、ｊがある程度
より大きくなると、図３（Ｃ）に示すように、いくつか
のサブブロックではｊ番目のデータが存在しない場合が
ある。この場合、サブブロック＃１，＃３において、ｊ
番目に該当するデータが存在しない。

【００３７】このような場合、サイズがｊ以上であるサ
ブブロック＃２，＃４からｊ番目のデータを読み出し、
それらのデータに基づいて、誤り訂正用データＰ_jを生
成する。あるいは、サブブロック＃１，＃３に予め決め
られた所定のデータを付加し、図３（Ａ）の場合と同様
に、すべてのサブブロックのデータから誤り訂正用デー
タＰ_jを生成するようにすることもできる。なお、誤り
訂正用データを発生するアルゴリズムには様々な種類が
あるが、ここではその詳細までを述べる必要がないので
省略する。なお、図５には、複数のパケットにより構成
されるサブブロックから生成されたパリティが示されて
いる。

【００３８】誤り訂正コントローラ９により生成された
誤り訂正用データは、データバッファ４に書き込まれ
る。その後、スケジューラ２からの指示がなされたＳＣ
ＳＩドライバ５が、該当するディスク記憶装置６に対し
てデータバッファ４上のサブブロックと誤り訂正用デー
タを書き込むことにより、一連の書き込み処理が終了す
る。

【００３９】次に、データを読み出す場合における各部
の動作について説明する。まず、アクセス要求バッファ
７にアクセス要求が格納される。スケジューラ２は、ア
クセス要求バッファ７からアクセス要求を読み出し、そ
れを該当するＳＣＳＩドライバ５に供給する。ＳＣＳＩ
ドライバ５は、スケジューラ２より供給されたアクセス
要求に基づいて、該当するディスク記憶装置６からアク
セス要求によって指定されたサブブロックと誤り訂正用
データを読み出し、それらをデータバッファ４に書き込
む。

【００４０】誤り訂正コントローラ９は、スケジューラ
２からの指示に従って、データバッファ４に書き込まれ
たこれらのサブブロックと誤り訂正用データを読み出
し、誤り訂正用データに基づいて、サブブロックに誤り
があるか否かを判断し、誤りがある場合、それを訂正す
る。

【００４１】例えば、所定のサブブロックのｊ番目のデ
ータが誤っている場合、基本的には他のサブブロックの
ｊ番目のデータと誤り訂正用データを用いて誤りを訂正
する。例えば、図６（Ａ）に示すように、ｊの値が小さ
い場合、全てのサブブロックのｊ番目のデータから誤り
訂正用データが生成されているので、誤り訂正用データ
のｊ番目のデータと誤りのないサブブロック＃１乃至＃
３の全てのｊ番目のデータを用いて、サブブロック＃４
のｊ番目のデータの訂正を行う。

【００４２】一方、図６（Ｂ）に示すように、ｊの値が
ある程度大きくなると、サイズがｊ以上であるサブブロ
ックのｊ番目のデータから誤り訂正用データが生成され
るので、サイズがｊ以上であるサブブロックの中の誤り
がないものと、誤り訂正用データを使用して訂正を行
う。誤りが訂正されたサブブロックは、データバッファ
４上の指定された場所に書き込まれ、正しいデータとし
てディスクアレイ装置の外部に送出される。

【００４３】ここで、図７を参照して、ディスク記憶装
置６の論理セクタアドレスと物理セクタアドレスの関係
について説明する。図７（Ｂ）に示すように、ディスク
記憶装置６は、通常、セクタと呼ばれる領域毎にアクセ
スすることができるようになされている。セクタは通常
５１２バイト乃至４キロバイト程度の大きさで、これを
円周上に並べたドーナツ型の領域をトラック、さらに図
６（Ａ）に示すように、複数枚だけ重ねた記録メディア
（Ｍｅｄｉａ）の中心から同一の距離にあるトラックを
集めた円筒状の領域をシリンダ（Ｃｙｌｉｎｄｅｒ）と
呼ぶ。このように、シリンダ番号、メディア番号、およ
びセクタ番号からなるアドレスが物理セクタアドレスで
ある。

【００４４】一方、近年、最も普及しているＳＣＳＩ仕
様のドライブでは、ドライブ内の全てのセクタに通し番
号を与え、これを用いてデータをアクセスするようにな
っている。この通し番号が論理セクタアドレスである。
上述したように、配置部１は、ＳＣＳＩドライバ５を介
してディスク記憶装置６に直接問い合わせることによ
り、物理セクタアドレスと論理セクタアドレスとの間の
変換を実現している。勿論、別の方法を用いて、図８に
示すような物理セクタアドレスと論理セクタアドレスと
の対応表を用意し、それを用いて物理セクタアドレスと
論理セクタアドレスとの間の変換を行うようにしてもよ
い。

【００４５】図８（Ａ）に示したように、論理セクタア
ドレス（ＬｏｇｉｃａｌＳｅｃｔｏｒ）Ｌ_kiは、シリ
ンダ番号（Ｃｙｌｉｎｄｅｒ）ＣＹＬ_ki、メディア番号
（Ｍｅｄｉａ）ＭＥＤ_ki、およびセクタ番号（Ｓｅｃｔ
ｏｒ）ＳＥＣ_kiより構成される物理セクタアドレスに対
応づけられている。図８（Ｂ）はその具体例を示してい
る。従って、この対応表により、論理セクタアドレスを
物理セクタアドレスに、あるいは、物理セクタアドレス
を論理セクタアドレスに変換することができる。

【００４６】図９は、ディスク装置上で隣接するサブブ
ロックの開始位置の角度差であるスキューθ_skewと、サ
ブブロックの終了位置と開始位置との角度差であるギャ
ップθ_gapをそれぞれ一定にするアロケーションを行っ
た例を示している。このようなアロケーションの最適化
を行うと、ヘッドの移動量が少なくなるようにディスク
アクセス要求の順番を入れ替えるＳＣＡＮアルゴリズム
と組み合わせることにより、さらに回転待ち時間を抑え
ることができる。これについての詳細は、「特願平７−
２８２１７５」に示されている。なお、このアロケーシ
ョンは、上記実施の形態を理解しやすくするために導入
しただけであり、本発明は、スキューやギャップを用い
ないアロケーションにも十分に適用することができる。

【００４７】次に、図１０乃至図１５のフローチャート
を参照して、図１の配置部１が、ｋ番目のデータをディ
スク記憶装置６の所定のものに配置する場合の処理手順
について説明する。

【００４８】最初、ステップＳ１において、全部でｍ個
あるディスク記憶装置６から、誤り訂正用データおよび
ｎ個のサブブロックを格納するｎ＋１個のディスク記憶
装置６を選択する。この例では、まず、誤り訂正用デー
タを格納するディスク装置を選択し、次に、サブブロッ
クを内周よりに配置するディスク装置、外周よりに配置
するディスク装置を選択している。

【００４９】各サブブロックに１乃至ｎの番号を付けた
とき、例えば、奇数番目のサブブロックは内周よりに、
偶数番目のサブブロックは外周よりに配置する。さら
に、少数のディスク記憶装置６に集中してサブブロック
が配置されないように、データによって配置するディス
ク記憶装置６をずらして選択するようにする。

【００５０】図１１は、この処理の詳細を示すフローチ
ャートである。即ち、ステップＳ１１において、誤り訂
正用データを配置するディスク記憶装置６として、次式
（１）で表されるｊ番目のディスク記憶装置６を選択す
る。

【００５１】ｊ＝ＭＯＤ（ｋ−１，ｍ）＋１・・・（式１）ここで、ＭＯＤは、ｋ−１をｍ（ディスク記憶装置６の
総数）で割った余りを演算する演算子である。

【００５２】次に、ステップＳ１２において、内周より
に配置するディスク記憶装置６−ｉ（ｉ＝１，３，５，
・・・）として、次式（２）で表されるｊ番目のディス
ク記憶装置６−ｉを選択する。

【００５３】ｊ＝ＭＯＤ（ｋ＋ｉ−１，ｍ）＋１・・・（式２）

【００５４】次に、ステップＳ１３に進み、外周よりに
配置するディスク記憶装置６−ｉ（ｉ＝２，４，６，・
・・）として、上式（２）で表されるｊ番目のディスク
記憶装置６−ｉを選択する。

【００５５】図１１に示したフローチャートでは、内周
よりに配置するサブブロックと外周よりに配置するサブ
ブロックを交互に決めていったが、バランスが取れてい
れば、交互でなくとも構わない。即ち、サブブロックを
順番に内周よりのディスク記憶装置６に配置し、次に、
残りのサブブロックを順番に外周よりのディスク記憶装
置６に配置するようにしてもよい。

【００５６】また、サブブロックが少数のディスク記憶
装置６に集中しないのであれば、上記式（１）、式
（２）で表されるｊ番目のディスク記憶装置６を選択し
なくとも構わない。例えば、内周よりにサブブロックを
配置するディスク記憶装置６に関しては、内周をあまり
使用していないディスク記憶装置６から、また、外周よ
りにサブブロックを配置するディスク記憶装置６に関し
ては、外周をあまり使用していないディスク記憶装置６
から選択する方法も有効である。いずれにしても、誤り
訂正用データは、ステップＳ１１で選択されたディスク
記憶装置６上の外周よりに配置する。

【００５７】以上のようにして、ディスク記憶装置６を
決定するとリターンし、次に、図１０のステップＳ２に
進む。

【００５８】ステップＳ２においては、選択された各デ
ィスク記憶装置６上において、誤り訂正用データおよび
サブブロックを配置する開始論理セクタを決定する。

【００５９】図１２は、この開始論理セクタを決定する
処理手順を示すフローチャートである。まず、ステップ
Ｓ２１において、外周よりに誤り訂正用データを配置す
るディスク記憶装置６に関して、開始論理セクタアドレ
スＬ_kpを求める。

【００６０】図１３は、図１２のステップＳ２１におけ
る処理の詳細を示すフローチャートである。最初、ステ
ップＳ３１において、サブブロックを配置するトラック
として、サブブロックが配置されていない未配置領域の
中から最外周トラックを選択する。これにより、物理セ
クタアドレスのシリンダ番号（ＣＹＬ_ki）、メディア番
号（ＭＥＤ_ki）が決まり、ＺＢＲテーブル８を参照し
て、この配置場所における１トラックあたりのセクタ数
（Ｔ_ki）が分かる。

【００６１】次に、ステップＳ３２において、シリンダ
番号（ＣＹＬ_ki）と最適なスキュー（θ_skew）の値か
ら、次式（３）によって、ステップＳ３１で選択された
トラックの先頭と、最外周トラックの先頭との間のなす
角度θ_kiが求められる。

【００６２】 θ_ki＝θ_skew×ＣＹＬ_ki ・・・（式３）ただし、θ_ki＞３６０のとき、θ_ki＜３６０となるま
で、θ_ki＝θ_ki−３６０を繰り返す。

【００６３】次に、ステップＳ３３に進み、式（３）に
おいて求めた角度θ_kiと、トラックあたりのセクタ数
（Ｔ_ki）より、次式（４）によって、セクタ番号（ＳＥ
Ｃ_ki）が求められる。

【００６４】ＳＥＣ_ki＝Ｔ_ki×θ_ki／３６０・・・（式４）

【００６５】次に、ステップＳ３４において、ステップ
Ｓ３１乃至Ｓ３３において求めた物理セクタアドレス
（ＣＹＬ_ki、ＭＥＤ_ki、ＳＥＣ_ki）から論理セクタアド
レス（Ｌ_ki）を決定し、リターンする。

【００６６】次に、図１２のステップＳ２２に進み、内
周よりに配置する全てのディスク記憶装置６に関して、
それぞれの開始論理セクタアドレスＬ_ki（ｉ＝１，３，
５，・・・）を求める。

【００６７】図１４は、図１２のステップＳ２２におけ
る処理の詳細を示すフローチャートである。最初、ステ
ップＳ４１において、サブブロックを配置するトラック
として、未配置領域の中から最内周トラックを選択す
る。これにより、物理セクタアドレスのシリンダ番号
（ＣＹＬ_ki）、メディア番号（ＭＥＤ_ki）が決まり、Ｚ
ＢＲテーブル８を参照して、この配置場所における１ト
ラックあたりのセクタ数（Ｔ_ki）が分かる。

【００６８】次に、ステップＳ４２において、ステップ
Ｓ４１で選択されたトラックの先頭と、最外周トラック
の先頭との間のなす角度θ_kiを求め、ステップＳ４３に
おいてセクタ番号（ＳＥＣ_ki）を求める。そして、ステ
ップＳ４４において、求めた物理セクタアドレス（ＣＹ
Ｌ_ki、ＭＥＤ_ki、ＳＥＣ_ki）から論理セクタアドレス
（Ｌ_ki）を決定し、リターンする。上述したステップＳ
４２乃至Ｓ４４における処理は、図１３のステップＳ３
２乃至Ｓ３４における処理と同様であるので、ここでは
その詳細な説明は省略する。

【００６９】次に、図１２のステップＳ２３に進み、外
周よりに配置する全てのディスク記憶装置６に関して、
それぞれの開始論理セクタアドレスＬ_ki（ｉ＝１，３，
５，・・・）を求める。ここでの処理手順は、図１３の
フローチャートを参照して上述した場合と同様であるの
で、ここではその説明は省略する。そして、処理が終了
すると、リターンする。

【００７０】図１２乃至図１４に示した処理例において
は、サブブロックを外周よりのトラックに配置する場
合、サブブロックを配置するトラックを未配置領域の中
の最外周トラックから選択し、サブブロックを内周より
のトラックに配置する場合、サブブロックを配置するト
ラックを未配置領域の中の最内周トラックから選択する
ものとしたが、必ずしも最外周トラックや最内周トラッ
クを選択する必要はない。例えば、ＺＢＲ方式のフォー
マットでは、同一のゾーンであれば、トラックあたりの
セクタ数も同一であり、各サブブロックのサイズおよび
ギャップの値は変わらないからである。

【００７１】以上のようにして、開始論理セクタアドレ
スが求められると、次に、図１０のステップＳ３に進
み、各サブブロックのサイズが決定される。サブブロッ
クのサイズを決定する場合の処理手順については、図１
５のフローチャートを参照して後述する。

【００７２】次に、各サブブロックのサイズ（セクタ
数）はどうあるべきかを考えてみる。まず、各サブブロ
ックのサイズの和は、元のデータのサイズに等しい。即
ち、各サブブロックのサイズ（セクタ数）をＳ_ki（ｉ＝
１，２，３，・・・，ｎ）とし、元のデータのサイズ
（セクタ数）をＳとすると、次式（５）で表される。

【００７３】Ｓ_k1＋Ｓ_k2＋，・・・，＋Ｓ_kn＝Ｓ・・・（式５）

【００７４】一方、各サブブロックの読み出し時間およ
び書き込み時間が等しくなるためには、各サブブロック
のギャップの値が等しくなければならない。即ち、次の
式（６）が成り立っていなければならない。

【００７５】Ｓ_k1／Ｔ_k1＝Ｓ_k2／Ｔ_k2＝，・・・，＝Ｓ_kn／Ｔ_kn ・・・（式６）

【００７６】上記式（６）において、Ｔ_ki（ｉ＝１，
２，３，・・・，ｎ）は、ｉ番目のサブブロックが配置
されるトラックのセクタ数である。

【００７７】式（５）および式（６）より、各サブブロ
ックのセクタ数Ｓ_kiは次式（７）で与えられる。

【００７８】Ｓ_ki＝Ｓ×Ｔ_ki／Ｔ・・・（式７）ただし、Ｔ＝Ｔ_k1＋Ｔ_k2＋，・・・，＋Ｔ_knとする。

【００７９】実際には、セクタ数Ｓ_kiは整数で与えられ
るので、各サイズは若干の微調整が必要である。

【００８０】一方、誤り訂正用データのサイズＳ_kpは、
各サブブロックのサイズが決まっているとき、次式
（８）で与えられる。

【００８１】Ｓ_kp＝ＭＡＸ（Ｓ_k1，Ｓ_k2，・・・，Ｓ_kn）・・・（式８）

【００８２】式（８）において、ＭＡＸは、サブブロッ
クのサイズＳ_k1乃至Ｓ_knのうち、最も大きいものを求め
る演算子である。

【００８３】誤り訂正用データは、図１０のステップＳ
１およびステップＳ２より、ディスク記憶装置６の外周
よりのトラックに配置されることが保証されているの
で、次式（９）が成立することがわかる。

【００８４】Ｓ_k1／Ｔ_k1＝Ｓ_k2／Ｔ_k2＝，・・・，＝Ｓ_kn／Ｔ_kn＝Ｓ_kp／Ｔ_kp （式９）ここで、Ｔ_kpは、サブブロックＳ_kpが配置されるトラッ
クのセクタ数である。

【００８５】以上の手順を実現するフローチャートが図
１５に示したものである。最初に、ステップＳ５１にお
いて、ｎ個のサブブロックが配置される配置場所に対応
するトラックの１トラックあたりのセクタ数Ｔ_ki（ｉ＝
１，２，・・・，ｎ）の和Ｔを求める。次に、上記式
（７）で表される演算を、変数ｉが１からｎまでについ
て行い、各サブブロックのサイズＳ_ki（ｉ＝１，２，・
・・，ｎ）を求める。

【００８６】次に、ステップＳ５２に進み、上記式
（５）で表される演算を行い、ステップＳ５１で求めた
各サブブロックのサイズＳ_kiの和が、元のデータのサイ
ズＳと等しいか否かが判定される。各サブブロックのサ
イズＳ_kiの和が、元のデータのサイズＳと等しくないと
判定された場合、ステップＳ５３に進み、各サブブロッ
クのサイズＳ_kiの和が、元のデータのサイズＳと等しく
なるように、各サブブロックのサイズＳ_kiを微増減させ
る。その後、ステップＳ５２に戻り、各サブブロックの
サイズＳ_kiの和が、元のデータのサイズＳと等しいと判
定されるまで、ステップＳ５２およびＳ５３の処理が繰
り返される。

【００８７】一方、ステップＳ５２において、各サブブ
ロックのサイズＳ_kiの和が、元のデータのサイズＳと等
しいと判定された場合、ステップＳ５４に進み、誤り訂
正用のデータのサイズＳ_kpが求められる。即ち、サブブ
ロックＳ_kiの中の最も大きいサイズが誤り訂正用データ
のサイズＳ_kpとされる。

【００８８】ステップＳ５４の処理が終了すると、リタ
ーンする。これにより、図１０に示したフローチャート
のステップＳ３の処理が終了し、全ての処理を終了す
る。

【００８９】図１６は、以上のようにしてディスク記憶
装置６に分配されたサブブロックの例を表している。こ
こでは、ディスク記憶装置６の数を６とし、サブブロッ
クの数を４としている。即ち、図１７に示したように、
サイズの異なるサブブロックに対しても、上述した方法
で誤り訂正用データを生成することができる。

【００９０】１番目のデータの誤り訂正用データ（この
場合パリティ（Ｐａｒｉｔｙ））は、ディスク記憶装置
６−１に、サブブロックは、ディスク記憶装置６−２乃
至６−５に分配して配置される。ディスク記憶装置６−
１に配置される誤り訂正用データと、ディスク記憶装置
６−３，６−５に配置されるサブブロックは、最外周ト
ラックに入れられ、ディスク記憶装置６−２，６−４に
配置されるサブブロックは、最内周トラックに入れられ
る。

【００９１】また、２番目のデータの誤り訂正用データ
は、ディスク記憶装置６−２に、サブブロックは、ディ
スク記憶装置６−３乃至６−６に、外周より、内周よ
り、外周より、内周より、外周よりの順番で入れられ、
３番目のデータの誤り訂正用データは、ディスク記憶装
置６−３に、サブブロックは、ディスク記憶装置６−４
乃至６−６、およびディスク記憶装置６−１に、同様に
して、外周より、内周より、外周より、内周より、外周
よりの順番で入れられる。以下同様にして、データが配
置され、最後のデータは、例えば、ディスク記憶装置６
−３乃至６−６およびディスク記憶装置６−１のシリン
ダのほぼ中間あたりに配置される。

【００９２】このように配置された誤り訂正用データと
サブブロックを、１つのディスク記憶装置６に注目して
観察してみると、各サブブロックのギャップの値がほと
んど同一であり、各サブブロックの読み出し、および書
き込みに要する時間がほぼ一定となる。

【００９３】以上のように、上記実施の形態において
は、ディスク記憶装置６上でのデータの格納場所に拘ら
ず、誤り訂正データおよびサブブロックを実際に読み出
しあるいは書き込みを行う時間を一定とすることができ
る。

【００９４】なお、上記実施の形態においては、ディス
ク記憶装置６に対するデータの読み出しおよび書き込み
の制御を専用のコントローラを用いて実現する場合につ
いて説明したが、それらのコントローラの制御ソフトウ
ェアをホストコンピュータ等のＣＰＵ上で動作させるこ
とにより、ディスク記憶装置６に対するデータの読み出
しおよび書き込みの制御を行うようにすることも可能で
ある。

【００９５】また、上記実施の形態においては、データ
にアクセスする場合、外周から内周方向にスキャンする
ようにしたが、内周から外周方向にスキャンするように
することも可能である。その場合、内周から外周にヘッ
ドを移動させながら、データにアクセスするときに最適
なスキューを設定するようにすることができる。

【００９６】さらに、上記実施の形態においては、デー
タを記録する媒体としてハードディスクを用いるように
したが、光ディスク、光磁気ディスク等のその他の記録
媒体を用いるようにすることも可能である。

【００９７】

【発明の効果】請求項１に記載のディスクアレイ制御方
法、および請求項１６に記載のディスクアレイ制御装置
によれば、サイズが異なる第２のデータから誤り訂正用
データを生成し、ディスク装置に対して、第２のデータ
および誤り訂正用データの読み出し、および書き込みに
要する時間が均一となるように、第２のデータを格納す
るディスク装置およびディスク装置上のアドレスと、第
２のデータのサイズと、誤り訂正用データを格納するデ
ィスク装置およびディスク装置上のアドレスとを決定す
るようにしたので、誤り訂正用データおよびサブブロッ
クの格納場所に拘らず、それらの読み出しおよび書き込
みに要する時間を一定とすることができ、高信頼性を保
ちながら、リアルタイム性を保証することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のディスクアレイ装置を適用したマルチ
メディアサーバの一実施の形態の構成を示すブロック図
である。

【図２】図１のブロックマップ３の例を示す図である。

【図３】誤り訂正用データを生成する方法を示す図であ
る。

【図４】１フレームの画素を複数のパケットに分割した
状態を示す図である。

【図５】サブブロックの構成を示す図である。

【図６】エラーデータの復旧方法を示す図である。

【図７】ディスク記憶装置６の物理セクタを示す図であ
る。

【図８】論理セクタアドレスと物理セクタアドレスの関
係を示す図である。

【図９】スキューとギャップを一定にしたアロケーショ
ンを示す図である。

【図１０】ｋ番目のデータの配置場所を決定する処理手
順を説明するフローチャートである。

【図１１】ディスク記憶装置６を選択する処理手順を説
明するフローチャートである。

【図１２】開始論理セクタを決定する処理手順を説明す
るフローチャートである。

【図１３】外周よりの開始論理セクタを決定する処理手
順を説明するフローチャートである。

【図１４】内周よりの開始論理セクタを決定する処理手
順を説明するフローチャートである。

【図１５】サイズを決定する処理手順を説明するフロー
チャートである。

【図１６】誤り訂正用データとサブブロックを分配した
様子を示す図である。

【図１７】サブブロックを分配した様子を示す図であ
る。

【図１８】ＲＡＩＤ−３方式を説明するための図であ
る。

【図１９】ＲＡＩＤ−５方式を説明するための図であ
る。

【図２０】ＺＢＲディスクの物理セクタを示す図であ
る。

【図２１】ＺＢＲディスクの１トラックあたりのセクタ
数とシリンダアドレスの関係を示すグラフである。

【図２２】サブブロックのサイズを一定にしてデータを
分配する従来の方法を示す図である。

【符号の説明】

１配置部（決定手段），２スケジューラ，３ブロ
ックマップ，４データバッファ，５ＳＣＳＩドライ
バ，６ディスク記憶装置，７アクセス要求バッフ
ァ，８ＺＢＲテーブル，９誤り訂正コントローラ
（生成手段）

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁶ 識別記号ＦＩＧ１１Ｂ 20/12 Ｇ１１Ｂ 20/12

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】第１のデータを複数の第２のデータに分
割し、複数のディスク装置に格納するディスクアレイ制
御方法において、サイズが異なる前記第２のデータから誤り訂正用データ
を生成し、前記ディスク装置に対して、前記第２のデータおよび前
記誤り訂正用データの読み出し、および書き込みに要す
る時間が均一となるように、前記第２のデータを格納す
る前記ディスク装置および前記ディスク装置上のアドレ
スと、前記第２のデータのサイズと、前記誤り訂正用デ
ータを格納する前記ディスク装置および前記ディスク装
置上のアドレスとを決定することを特徴とするディスク
アレイ制御方法。
【請求項２】前記第１のデータを構成する前記第２の
データの数をｎ、ｉ番目の前記第２のデータを構成する
第３のデータのうち、ｊ番目のものをＡ_ijとしたとき、
前記誤り訂正用データを、ｎ個以下の異なる前記第２の
データから選択されたＡ_ijに基づいて生成し、各Ａ_ijを
少なくとも１回以上、いずれかの誤り訂正用データを生
成するときに使用することを特徴とする請求項１に記載
のディスクアレイ制御方法。
【請求項３】前記第１のデータを構成する前記第２の
データの数をｎ、ｉ番目の前記第２のデータのサイズを
Ｓ_i（１≦ｉ≦ｎ）、ｉ番目の前記第２のデータのｊ番
目の前記第３のデータをＡ_ij（１≦ｉ≦ｎ，１≦ｊ≦Ｓ
_i）としたとき、前記誤り訂正用データのサイズＳ_pは、
Ｓ_iの最大値であり、前記誤り訂正用データのｊ番目の
データＰ_j（１≦ｊ≦Ｓ_p）を、ｊ≦Ｓ_iを満足するよう
な全ての第２のデータのｊ番目の第３のデータＡ_ijから
生成することを特徴とする請求項２に記載のディスクア
レイ制御方法。
【請求項４】前記第１のデータのサイズをＳ、前記第
１のデータを分割して得られる各第２のデータのサイズ
をＳ_i（１≦ｉ≦ｎ）、前記第２のデータから生成した
前記誤り訂正用データのサイズをＳ_p、各第２のデータ
が前記ディスク装置上に配置されるトラックに含まれる
セクタ数をＴ_i（１≦ｉ≦ｎ）、前記誤り訂正用データ
が前記ディスク装置上に配置されるトラックに含まれる
セクタ数をＴ_pとすると、Ｓ₁＋Ｓ₂＋，・・・，＋Ｓ_n＝ＳＳ₁／Ｔ₁＝Ｓ₂／Ｔ₂＝，・・・，Ｓ_n／Ｔ_n＝Ｓ_p／Ｔ_p となるように、前記第１のデータが各第２のデータに分
割されることを特徴とする請求項３に記載のディスクア
レイ制御方法。
【請求項５】前記第２のデータのサイズが一定でない
とき、前記第２のデータのうち最もサイズの大きい前記
第２のデータに、他の前記第２のデータのサイズが一致
するように、他の前記第２のデータに所定のデータを付
加することを特徴とする請求項１に記載のディスクアレ
イ制御方法。
【請求項６】前記第１のデータを構成する前記第２の
データの数をｎ、ｉ番目の前記第２のデータのサイズを
Ｓ_i（１≦ｉ≦ｎ）、ｉ番目の前記第２のデータのｊ番
目の第３のデータをＡ_ij（１≦ｉ≦ｎ、１≦ｊ≦Ｓ_i）
としたとき、前記誤り訂正用データのサイズＳ_pは、Ｓ_i
の最大値であり、Ｂ_ij＝Ａ_ij（１≦ｊ≦Ｓ_iのとき）またはＢ_ij＝０（Ｓ_i＜ｊ≦Ｓ_pのとき）とおいたとき、ｊ番目の前記誤り訂正用データＰ_j（１
≦ｊ≦Ｓ_p）をＢ_ij（１≦ｉ≦ｎ）から生成することを
特徴とする請求項５に記載のディスクアレイ制御方法。
【請求項７】前記第１のデータのサイズをＳ、前記第
１のデータを分割して得られる各第２のデータのサイズ
をＳ_i（１≦ｉ≦ｎ）、前記第２のデータから生成した
前記誤り訂正用データのサイズをＳ_p、各第２のデータ
が前記ディスク装置上に配置されるトラックに含まれる
セクタ数をＴ_i（１≦ｉ≦ｎ）、前記誤り訂正用データ
が前記ディスク装置上に配置されるトラックに含まれる
セクタ数をＴ_pとすると、Ｓ₁＋Ｓ₂＋，・・・，＋Ｓ_n＝ＳＳ₁／Ｔ₁＝Ｓ₂／Ｔ₂＝，・・・，Ｓ_n／Ｔ_n＝Ｓ_p／Ｔ_p となるように、前記第１のデータが各第２のデータに分
割されることを特徴とする請求項６に記載のディスクア
レイ制御方法。
【請求項８】同一の前記第１のデータを分割して得ら
れる各第２のデータを、各ディスク装置の外周よりのト
ラックに配置する第１の組と、各ディスク装置の内周よ
りのトラックに配置する第２の組に分け、前記誤り訂正用データ、および前記第１の組を構成する
各第２のデータを配置するディスク装置のシリンダアド
レスおよびサイズをそれぞれ同一またはほぼ同一とし、
前記第２の組を構成する各第２のデータを配置するディ
スク装置のシリンダアドレスおよびサイズをそれぞれ同
一またはほぼ同一とすることを特徴とする請求項７に記
載のディスクアレイ制御方法。
【請求項９】同一の前記第１のデータから分割された
各第２のデータの数をｎ、前記第２のデータのうち、前
記ディスク装置の外周よりのトラックに配置するものの
数をｎｏ、内周よりのトラックに配置するものの数をｎ
ｉとしたとき、ｎｏ＋ｎｉ＝ｎであり、前記誤り訂正用データと前記第２のデータを外周よりの
トラックに配置する前記ディスク装置を、全部でｍ個の
ディスク装置の中から（ｎｏ＋１）個、前記第２のデー
タを内周よりのトラックに配置する前記ディスク装置
を、残りの（ｍ−ｎｏ−１）個の前記ディスク装置の中
からｎｉ個だけ、所定の前記ディスク装置の外周若しく
は内周に前記第２のデータが集中して配置されないよう
に選択することを特徴とする請求項８に記載のディスク
アレイ制御方法。
【請求項１０】各ディスク装置のシリンダの総数をＬ
とし、前記シリンダに外周から内周に順に１乃至Ｌのシ
リンダ番号をつけたとき、ｊ（１≦ｊ≦ｍ）番目のディ
スク装置上の第２のデータが記録されていない前記シリ
ンダのうち、最も外周よりにあるシリンダをＭｏ
（ｊ）、最も内周よりにあるシリンダをＭｉ（ｊ）とす
る（１≦Ｍｏ（ｊ）≦Ｍｉ（ｊ）≦Ｌ）と、前記誤り訂
正用データと前記第２のデータを外周よりのトラックに
配置するディスク装置を選択するときは、全部でｍ個の
ディスク装置の中からＭｏ（ｊ）が小さいものを順番に
（ｎｏ＋１）個だけ選択し、前記第２のデータを内周よ
りのトラックに配置するディスク装置を選択するとき
は、（ｍ−ｎｏ−１）個の前記ディスク装置の中からＭ
ｉ（ｊ）が大きいものを順番にｎｉ個だけ選択すること
を特徴とする請求項９に記載のディスクアレイ制御方
法。
【請求項１１】同一の前記第１のデータから分割され
た各第２のデータの数をｎ、前記第２のデータのうち、
前記ディスク装置の外周よりのトラックに配置するもの
の数をｎｏ、内周よりのトラックに配置するものの数を
ｎｉとしたとき、ｎｏ＋ｎｉ＝ｎであり、前記第２のデータを内周よりのトラックに配置する前記
ディスク装置を、全部でｍ個のディスク装置の中からｎ
ｉ個、前記誤り訂正用データと前記第２のデータを外周
よりのトラックに配置する前記ディスク装置を、残りの
（ｍ−ｎｉ）個の前記ディスク装置の中から（ｎｏ＋
１）個だけ、所定の前記ディスク装置の外周若しくは内
周に前記第２のデータが集中して配置されないように選
択することを特徴とする請求項８に記載のディスクアレ
イ制御方法。
【請求項１２】各ディスク装置の前記第２のデータを
記憶可能なシリンダの総数をＬとし、前記シリンダに外
周から内周に順番に１乃至Ｌのシリンダ番号をつけたと
き、ｊ（１≦ｊ≦ｍ）番目のディスク装置上の前記第２
のデータが記録されていない前記シリンダのうち、最も
外周よりにあるシリンダをＭｏ（ｊ）、最も内周よりに
あるシリンダをＭｉ（ｊ）とする（１≦Ｍｏ（ｊ）≦Ｍ
ｉ（ｊ）≦Ｌ）と、内周よりの前記第２のデータを配置
する前記ディスク装置を選択するとき、全部でｍ個のデ
ィスク装置の中からＭｉ（ｊ）が大きいものを順番にｎ
ｉ個だけ選択し、誤り訂正用データと外周よりに前記第
２のデータを配置する前記ディスク装置を選択すると
き、（ｍ−ｎｉ）個の前記ディスク装置の中からＭｏ
（ｊ）が小さいものを順番に（ｎｏ＋１）個だけ選択す
ることを特徴とする請求項１１に記載のディスクアレイ
制御方法。
【請求項１３】前記第１のデータのｋ（＝１，２、・
・・）番目のものが分割された各第２のデータをＳＢ_i
（１≦ｉ≦ｎ）とすると、ＳＢ_iはｉの値に基づいて、
前記トラックの外周よりに配置されるか内周よりに配置
されるかが決定され、ｊ＝ＭＯＤ（ｋ＋ｉ−１，ｍ）＋１としたとき、ＳＢ_iは、ｊ（１≦ｊ≦ｍ）番目のディスク装置に記憶
され、前記誤り訂正用データを格納する前記ディスク装置は、ｊ＝ＭＯＤ（ｋ−１，ｍ）＋１としたとき、ｊ（１≦ｊ≦ｍ）番目のディスク装置に記憶されること
を特徴とする請求項８に記載のディスクアレイ制御方
法。
【請求項１４】前記第２のデータＳＢ_iは、順にｉの
値に基づいて、前記トラックの外周よりおよび内周より
に交互に配置されることを特徴とする請求項１３に記載
のディスクアレイ制御方法。
【請求項１５】前記誤り訂正用データと前記ディスク
装置の外周よりのトラックに配置する前記第２のデータ
を、各ディスク装置上の前記誤り訂正用データおよび前
記第２のデータが記録されていない前記トラックのう
ち、最も外周よりのものに配置する処理と、前記ディス
ク装置の内周よりのトラックに配置する前記第２のデー
タを、各ディスク装置上の前記誤り訂正用データおよび
前記第２のデータが記録されていない前記トラックのう
ち、最も内周よりのものに配置する処理を交互に繰り返
し、順に、前記誤り訂正用データと前記第２のデータを
前記ディスク装置上に配置することを特徴とする請求項
９に記載のディスクアレイ制御方法。
【請求項１６】第１のデータを複数の第２のデータに
分割し、複数のディスク装置に格納するディスクアレイ
制御装置において、サイズが異なる前記第２のデータから誤り訂正用データ
を生成する生成手段と、前記ディスク装置に対して、前記第２のデータおよび前
記誤り訂正用データの読み出し、および書き込みに要す
る時間が均一となるように、前記第２のデータを格納す
る前記ディスク装置および前記ディスク装置上のアドレ
スと、前記第２のデータのサイズと、前記誤り訂正用デ
ータを格納する前記ディスク装置および前記ディスク装
置上のアドレスとを決定する決定手段とを備えることを
特徴とするディスクアレイ制御装置。