JPH10187357A - ディスクアレイ装置 - Google Patents
ディスクアレイ装置Info
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- JPH10187357A JPH10187357A JP8339270A JP33927096A JPH10187357A JP H10187357 A JPH10187357 A JP H10187357A JP 8339270 A JP8339270 A JP 8339270A JP 33927096 A JP33927096 A JP 33927096A JP H10187357 A JPH10187357 A JP H10187357A
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- physical disk
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 縮退運転状態に遷移した時にホットスタンバ
イしている物理ディスクがない場合でもデータの冗長性
を確保可能なディスクアレイ装置を提供する。 【解決手段】 物理ディスク１７−１〜１７−ｎ各々は
ａブロック格納可能なデータ用領域１７ａ−１〜１７ａ
−ｎと、ａ／（ｎ−１）ブロック格納可能な退避データ
用領域１７ｂ−１〜１７ｂ−ｎとから構成されている。
退避データ用領域１７ｂ−１〜１７ｂ−ｎ各々には物理
ディスク１７−１〜１７−ｎのいずれかが切離されて縮
退運転状態に遷移した時にその切離された物理ディスク
のデータ用領域に格納されたブロックデータが修復され
た後に分割されて退避される。
イしている物理ディスクがない場合でもデータの冗長性
を確保可能なディスクアレイ装置を提供する。 【解決手段】 物理ディスク１７−１〜１７−ｎ各々は
ａブロック格納可能なデータ用領域１７ａ−１〜１７ａ
−ｎと、ａ／（ｎ−１）ブロック格納可能な退避データ
用領域１７ｂ−１〜１７ｂ−ｎとから構成されている。
退避データ用領域１７ｂ−１〜１７ｂ−ｎ各々には物理
ディスク１７−１〜１７−ｎのいずれかが切離されて縮
退運転状態に遷移した時にその切離された物理ディスク
のデータ用領域に格納されたブロックデータが修復され
た後に分割されて退避される。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明はディスクアレイ装置
に関し、特に小型で安価な複数の磁気ディスク装置に対
して上位装置から転送されたデータ及びそのデータから
生成したパリティデータを分割記憶することで１台の論
理記憶装置を実現するディスクアレイ装置に関するもの
である。
に関し、特に小型で安価な複数の磁気ディスク装置に対
して上位装置から転送されたデータ及びそのデータから
生成したパリティデータを分割記憶することで１台の論
理記憶装置を実現するディスクアレイ装置に関するもの
である。
【０００２】
【従来の技術】従来、この種のディスクアレイ装置にお
いては、小型で安価な複数の磁気ディスク装置（以下、
個々の磁気ディスク装置を物理ディスクとする）から構
成され、これら複数の物理ディスクを並列に処理しかつ
データに冗長性（パリティデータ等）を持たせることに
よって単体物理ディスクと比して高信頼性及び高性能を
実現している。
いては、小型で安価な複数の磁気ディスク装置（以下、
個々の磁気ディスク装置を物理ディスクとする）から構
成され、これら複数の物理ディスクを並列に処理しかつ
データに冗長性（パリティデータ等）を持たせることに
よって単体物理ディスクと比して高信頼性及び高性能を
実現している。
【０００３】上記のように構成されたディスクアレイ装
置（以下、論理ディスクとする）としては、“Ａ Ｃａ
ｓｅ Ｆｏｒ Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ Ｏ
ｆＩｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ（ＲＡＩＤ）”
（Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ Ｒｅｐｏｒｔ ＵＢＣ／ＣＳＤ
８７／３９１，Ｄｅｃｅｍｂｅｒ １９８７．）で提
案されたＲＡＩＤ理論を使用した論理ディスクがある。
置（以下、論理ディスクとする）としては、“Ａ Ｃａ
ｓｅ Ｆｏｒ Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ Ｏ
ｆＩｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ（ＲＡＩＤ）”
（Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ Ｒｅｐｏｒｔ ＵＢＣ／ＣＳＤ
８７／３９１，Ｄｅｃｅｍｂｅｒ １９８７．）で提
案されたＲＡＩＤ理論を使用した論理ディスクがある。
【０００４】ここで、上記の高信頼性とは論理ディスク
を構成する物理ディスク中の１台が運用不可能となった
場合でも、論理ディスクから該当物理ディスクを切離す
ことで縮退運転状態に遷移させ、論理ディスクとしての
運転を可能とすること、つまり冗長物理ディスク（パリ
ティデータを記憶している物理ディスク）のデータを生
成しながら記憶させ、また使用することでデータを復元
しながら論理ディスクとしての運用を継続することがで
きることを指している。
を構成する物理ディスク中の１台が運用不可能となった
場合でも、論理ディスクから該当物理ディスクを切離す
ことで縮退運転状態に遷移させ、論理ディスクとしての
運転を可能とすること、つまり冗長物理ディスク（パリ
ティデータを記憶している物理ディスク）のデータを生
成しながら記憶させ、また使用することでデータを復元
しながら論理ディスクとしての運用を継続することがで
きることを指している。
【０００５】また、上記の高性能とは複数の物理ディス
クを並列処理することで、１台の物理ディスクを処理す
る時の性能を遙かに上回る性能が発揮できるようにする
ことを指している。
クを並列処理することで、１台の物理ディスクを処理す
る時の性能を遙かに上回る性能が発揮できるようにする
ことを指している。
【０００６】上記の論理ディスクにおいては１台の物理
ディスクが運用不可能になった場合に縮退運転状態に遷
移し、冗長物理ディスク（パリティデータを記録してい
る物理ディスクであり、アドレス毎にその物理ディスク
は変化する）を用いて運用を継続することができる。
ディスクが運用不可能になった場合に縮退運転状態に遷
移し、冗長物理ディスク（パリティデータを記録してい
る物理ディスクであり、アドレス毎にその物理ディスク
は変化する）を用いて運用を継続することができる。
【０００７】その縮退運転状態は縮退された物理ディス
クが交換されるまで続くが、縮退運転中に上位装置から
縮退されている物理ディスクに配置されたアドレスへの
データの書込みが指示された場合、論理ディスクは冗長
物理ディスクから読出したパリティデータと、上位装置
から指示されたデータとによってパリティデータを再生
成する。
クが交換されるまで続くが、縮退運転中に上位装置から
縮退されている物理ディスクに配置されたアドレスへの
データの書込みが指示された場合、論理ディスクは冗長
物理ディスクから読出したパリティデータと、上位装置
から指示されたデータとによってパリティデータを再生
成する。
【０００８】その後、冗長物理ディスクは再生成したパ
リティデータを再書込みすることによって論理ディスク
としてのデータ書込みを終了する。縮退されている物理
ディスクが冗長物理ディスクとなるようなアドレスに対
する上位装置からのデータの書込みが指示された場合に
は、データを記録すべき物理ディスクとパリティデータ
を記録している冗長物理ディスクとの関係が逆になる。
リティデータを再書込みすることによって論理ディスク
としてのデータ書込みを終了する。縮退されている物理
ディスクが冗長物理ディスクとなるようなアドレスに対
する上位装置からのデータの書込みが指示された場合に
は、データを記録すべき物理ディスクとパリティデータ
を記録している冗長物理ディスクとの関係が逆になる。
【０００９】尚、この時、上位装置から転送されたデー
タはデータキャッシュ上に残っている間、上位装置から
のデータ読出し要求に対してデータキャッシュ上からデ
ータを読出すこともできる。
タはデータキャッシュ上に残っている間、上位装置から
のデータ読出し要求に対してデータキャッシュ上からデ
ータを読出すこともできる。
【００１０】また、縮退運転中、縮退されている物理デ
ィスクに配置されたアドレスのデータの読出しを行うに
は、縮退されている物理ディスク以外の全物理ディスク
（冗長物理ディスクも含む）からパリティ生成単位のデ
ータを読出し，そのデータから必要なデータを修復して
いる。
ィスクに配置されたアドレスのデータの読出しを行うに
は、縮退されている物理ディスク以外の全物理ディスク
（冗長物理ディスクも含む）からパリティ生成単位のデ
ータを読出し，そのデータから必要なデータを修復して
いる。
【００１１】縮退されている物理ディスクが正常な物理
ディスクに交換されると、論理ディスクは修復状態に遷
移し、交換された物理ディスクに対する修復データの再
書込みを全領域にわたって行う。このデータ修復動作は
縮退運転状態と同様なデータの修復を行うことによって
実施される。論理ディスクは上記のように冗長物理ディ
スクを持ち、その冗長データを使用することで、１台の
物理ディスクが運用不可能になった場合でも可用性を維
持することができる。
ディスクに交換されると、論理ディスクは修復状態に遷
移し、交換された物理ディスクに対する修復データの再
書込みを全領域にわたって行う。このデータ修復動作は
縮退運転状態と同様なデータの修復を行うことによって
実施される。論理ディスクは上記のように冗長物理ディ
スクを持ち、その冗長データを使用することで、１台の
物理ディスクが運用不可能になった場合でも可用性を維
持することができる。
【００１２】ところで、論理ディスクが縮退運転状態に
遷移した場合には早期に切離された物理ディスクを正常
な物理ディスクに置換え、論理ディスクに組込み、かつ
論理ディスクとしてのデータ修復を実行することで冗長
データを復帰させる必要がある。
遷移した場合には早期に切離された物理ディスクを正常
な物理ディスクに置換え、論理ディスクに組込み、かつ
論理ディスクとしてのデータ修復を実行することで冗長
データを復帰させる必要がある。
【００１３】この物理ディスクの置換えは保守者による
活線挿抜（交換）によって通常行われるが、別に物理デ
ィスクをホットスタンバイさせておき、論理ディスクが
縮退運転状態に遷移した時、即座に物理ディスクを切替
えるような措置も講じられている。また、物理ディスク
をホットスタンバイさせない場合に、障害データブロッ
クを不揮発性メモリに格納することで、データ喪失を防
止する方法もある。この方法については、特開平５−３
１４６６０号公報に開示されている。
活線挿抜（交換）によって通常行われるが、別に物理デ
ィスクをホットスタンバイさせておき、論理ディスクが
縮退運転状態に遷移した時、即座に物理ディスクを切替
えるような措置も講じられている。また、物理ディスク
をホットスタンバイさせない場合に、障害データブロッ
クを不揮発性メモリに格納することで、データ喪失を防
止する方法もある。この方法については、特開平５−３
１４６６０号公報に開示されている。
【００１４】
【発明が解決しようとする課題】上述した従来の論理デ
ィスクでは、既に縮退運転中となっている時に更にもう
１台の物理ディスクでデータ読出しエラーが発生する
と、論理ディスクとしてのデータの読出しができなくな
ってしまう。現在、物理ディスク自体の容量がギガバイ
トと大容量化されていることを考えると、縮退中にもう
１台の物理ディスクにおいてデータ読出しエラーが発生
するケースに対する回復措置を講じておく必要性が出て
くる。また、このような場合、上記の障害データブロッ
クを不揮発性メモリに格納する方法では大容量の不揮発
性メモリを用いなければならない。
ィスクでは、既に縮退運転中となっている時に更にもう
１台の物理ディスクでデータ読出しエラーが発生する
と、論理ディスクとしてのデータの読出しができなくな
ってしまう。現在、物理ディスク自体の容量がギガバイ
トと大容量化されていることを考えると、縮退中にもう
１台の物理ディスクにおいてデータ読出しエラーが発生
するケースに対する回復措置を講じておく必要性が出て
くる。また、このような場合、上記の障害データブロッ
クを不揮発性メモリに格納する方法では大容量の不揮発
性メモリを用いなければならない。
【００１５】論理ディスクにおいて、複数の物理ディス
クに分割記憶しているデータの冗長性を常に保ち続ける
ことはデータロス等の危険を考えた場合に非常に重要で
あり、冗長物理ディスクがない状態での運転は極力短期
間に抑える必要がある。
クに分割記憶しているデータの冗長性を常に保ち続ける
ことはデータロス等の危険を考えた場合に非常に重要で
あり、冗長物理ディスクがない状態での運転は極力短期
間に抑える必要がある。
【００１６】特に、論理ディスクが縮退運転状態になり
かつホットスタンバイしている物理ディスクがないケー
スにおいては、切離されている物理ディスクが正常な物
理ディスクに交換／データ修復が完了するまでの間、論
理ディスクのデータ領域に関して冗長データがないとい
う問題が発生していることに注目する必要がある。これ
は保守者による物理ディスクの活線挿抜（交換）を即座
に行うことができないことを想定した場合に発生する問
題でもある。
かつホットスタンバイしている物理ディスクがないケー
スにおいては、切離されている物理ディスクが正常な物
理ディスクに交換／データ修復が完了するまでの間、論
理ディスクのデータ領域に関して冗長データがないとい
う問題が発生していることに注目する必要がある。これ
は保守者による物理ディスクの活線挿抜（交換）を即座
に行うことができないことを想定した場合に発生する問
題でもある。
【００１７】そこで、本発明の目的は上記の問題点を解
消し、縮退運転状態に遷移した時にホットスタンバイし
ている物理ディスクがない場合でもデータの冗長性を確
保することができるディスクアレイ装置を提供すること
にある。
消し、縮退運転状態に遷移した時にホットスタンバイし
ている物理ディスクがない場合でもデータの冗長性を確
保することができるディスクアレイ装置を提供すること
にある。
【００１８】
【課題を解決するための手段】本発明によるディスクア
レイ装置は、複数の磁気ディスク装置各々に上位装置か
ら転送されたデータ及び前記データから生成したパリテ
ィデータを分割記憶することで１台の論理記憶装置を実
現するディスクアレイ装置であって、前記複数の磁気デ
ィスク装置各々に配設されかつ前記磁気ディスク装置が
運用不可能となって縮退運転状態に遷移した時に当該磁
気ディスク装置に記憶すべきデータを分割して退避する
複数の退避領域を備えている。
レイ装置は、複数の磁気ディスク装置各々に上位装置か
ら転送されたデータ及び前記データから生成したパリテ
ィデータを分割記憶することで１台の論理記憶装置を実
現するディスクアレイ装置であって、前記複数の磁気デ
ィスク装置各々に配設されかつ前記磁気ディスク装置が
運用不可能となって縮退運転状態に遷移した時に当該磁
気ディスク装置に記憶すべきデータを分割して退避する
複数の退避領域を備えている。
【００１９】本発明による他のディスクアレイ装置は、
上記の構成のほかに、前記縮退運転状態に遷移した時に
前記運用不可能となった磁気ディスク装置を即座に切替
え可能なホットスタンバイ磁気デイスク装置があるか否
かを判定する判定手段と、前記判定手段で前記ホットス
タンバイ磁気ディスク装置がないと判定された時に前記
運用不可能となった磁気ディスク装置の内容を全て修復
して前記複数の退避領域に分割して退避する手段とを具
備している。
上記の構成のほかに、前記縮退運転状態に遷移した時に
前記運用不可能となった磁気ディスク装置を即座に切替
え可能なホットスタンバイ磁気デイスク装置があるか否
かを判定する判定手段と、前記判定手段で前記ホットス
タンバイ磁気ディスク装置がないと判定された時に前記
運用不可能となった磁気ディスク装置の内容を全て修復
して前記複数の退避領域に分割して退避する手段とを具
備している。
【００２０】本発明による別のディスクアレイ装置は、
上記の構成のほかに、前記上位装置から前記磁気ディス
ク装置への書込み指示及び読出し指示の入力時に前記上
位装置との間で授受されるデータを保持するキャッシュ
メモリを具備し、前記運用不可能となった磁気ディスク
装置に記憶すべきデータが前記キャッシュメモリに保持
された時に当該磁気ディスク装置以外の磁気ディスク装
置に配設された前記退避領域に前記キャッシュメモリの
内容を分割して複写するようにしている。
上記の構成のほかに、前記上位装置から前記磁気ディス
ク装置への書込み指示及び読出し指示の入力時に前記上
位装置との間で授受されるデータを保持するキャッシュ
メモリを具備し、前記運用不可能となった磁気ディスク
装置に記憶すべきデータが前記キャッシュメモリに保持
された時に当該磁気ディスク装置以外の磁気ディスク装
置に配設された前記退避領域に前記キャッシュメモリの
内容を分割して複写するようにしている。
【００２１】本発明によるさらに別のディスクアレイ装
置は、上記の構成のほかに、前記運用不可能となった磁
気ディスク装置のデータを他の磁気ディスク装置のデー
タを用いて修復する修復手段を具備し、前記修復手段で
修復されたデータを前記複数の退避領域各々に分割して
退避するようにしている。
置は、上記の構成のほかに、前記運用不可能となった磁
気ディスク装置のデータを他の磁気ディスク装置のデー
タを用いて修復する修復手段を具備し、前記修復手段で
修復されたデータを前記複数の退避領域各々に分割して
退避するようにしている。
【００２２】すなわち、本発明のディスクアレイ装置で
は、複数の物理ディスク各々にデータ用領域及び退避デ
ータ用領域を定義し、運用不可能となった物理ディスク
に記憶すべきデータを当該物理ディスク以外の物理ディ
スク各々の退避データ用領域に退避させている。
は、複数の物理ディスク各々にデータ用領域及び退避デ
ータ用領域を定義し、運用不可能となった物理ディスク
に記憶すべきデータを当該物理ディスク以外の物理ディ
スク各々の退避データ用領域に退避させている。
【００２３】より具体的には、論理ディスクが１台でＡ
個のブロックを記憶出来る物理ディスクｎ台で構成され
るとすると、マイクロプロセッサは物理ディスクのデー
タ用領域（ａ個）と退避データ用領域との関係が、 全ブロック（Ａ個）＝データ用ブロック（ａ個）＋退避
データ用ブロック［ａ／（ｎ−１）個］ となるように物理ディスクの各領域を分割して定義し、
論理ディスクの全容量を決定しておく。
個のブロックを記憶出来る物理ディスクｎ台で構成され
るとすると、マイクロプロセッサは物理ディスクのデー
タ用領域（ａ個）と退避データ用領域との関係が、 全ブロック（Ａ個）＝データ用ブロック（ａ個）＋退避
データ用ブロック［ａ／（ｎ−１）個］ となるように物理ディスクの各領域を分割して定義し、
論理ディスクの全容量を決定しておく。
【００２４】上記の如く領域定義が行われている論理デ
ィスクが運用中に縮退運転状態に遷移した場合にホット
スタンバイ物理ディスクが存在しなければ、縮退してい
る物理ディスク以外の物理ディスクから修復したデータ
を順次縮退している物理ディスク以外の物理ディスクに
書込んでいく。
ィスクが運用中に縮退運転状態に遷移した場合にホット
スタンバイ物理ディスクが存在しなければ、縮退してい
る物理ディスク以外の物理ディスクから修復したデータ
を順次縮退している物理ディスク以外の物理ディスクに
書込んでいく。
【００２５】尚、縮退運用状態に遷移した時にホットス
タンバイ物理ディスクが存在した場合にはホットスタン
バイ物理ディスクに対して修復データの書込みを行うこ
とで、冗長データ（ここでは、冗長物理ディスクの確保
になる）の確保を行う。
タンバイ物理ディスクが存在した場合にはホットスタン
バイ物理ディスクに対して修復データの書込みを行うこ
とで、冗長データ（ここでは、冗長物理ディスクの確保
になる）の確保を行う。
【００２６】これによって、論理ディスクが縮退運転状
態に遷移した後、切離し物理ディスクが交換されるまで
の期間について、論理ディスクにホットスタンバイ物理
ディスクがない場合でも、論理ディスク自身の冗長デー
タを確保する一手段を提供することができる。
態に遷移した後、切離し物理ディスクが交換されるまで
の期間について、論理ディスクにホットスタンバイ物理
ディスクがない場合でも、論理ディスク自身の冗長デー
タを確保する一手段を提供することができる。
【００２７】また、論理ディスクにおいて上記重障害が
発生する場合に備え、縮退されている物理ディスクに記
録されるべきデータが論理ディスクのデータキャッシュ
上に展開された場合に、上位装置に対するバックグラウ
ンド処理として、そのデータ（本来、縮退されている物
理ディスクに記録されるべきデータでありかつ上位装置
からの書込み指示時で得たデータ、もしくは上位装置か
らのデータ読出し指示時に他の物理ディスクのデータを
用いて修復したデータを指す）を複数の物理ディスク上
に割当ててある退避データ用領域にミラーリングして退
避する。これによって、冗長データを確保し、重障害に
備える一手段を提供することができる。
発生する場合に備え、縮退されている物理ディスクに記
録されるべきデータが論理ディスクのデータキャッシュ
上に展開された場合に、上位装置に対するバックグラウ
ンド処理として、そのデータ（本来、縮退されている物
理ディスクに記録されるべきデータでありかつ上位装置
からの書込み指示時で得たデータ、もしくは上位装置か
らのデータ読出し指示時に他の物理ディスクのデータを
用いて修復したデータを指す）を複数の物理ディスク上
に割当ててある退避データ用領域にミラーリングして退
避する。これによって、冗長データを確保し、重障害に
備える一手段を提供することができる。
【００２８】
【発明の実施の形態】次に、本発明の一実施例について
図面を参照して説明する。図１は本発明の一実施例によ
るディスクアレイ装置（以下、論理ディスクとする）の
構成を示すブロック図である。図において、論理ディス
ク１は上位インタフェース制御回路部１１と、マイクロ
プロセッサ１２と、データキャッシャ１３と、不揮発性
メモリ１４と、ディスクアレイデータ制御回路部１５
と、物理ディスクインタフェース（ＩＦ）制御回路部１
６−１〜１６−ｎと、磁気ディスク装置（以下、物理デ
ィスクとする）１７−１〜１７−ｎと、ホットスタンバ
イ物理ディスク１８とから構成されている。
図面を参照して説明する。図１は本発明の一実施例によ
るディスクアレイ装置（以下、論理ディスクとする）の
構成を示すブロック図である。図において、論理ディス
ク１は上位インタフェース制御回路部１１と、マイクロ
プロセッサ１２と、データキャッシャ１３と、不揮発性
メモリ１４と、ディスクアレイデータ制御回路部１５
と、物理ディスクインタフェース（ＩＦ）制御回路部１
６−１〜１６−ｎと、磁気ディスク装置（以下、物理デ
ィスクとする）１７−１〜１７−ｎと、ホットスタンバ
イ物理ディスク１８とから構成されている。
【００２９】図２は図１の物理ディスク１７−１〜１７
−ｎの構成を示す図である。図において、物理ディスク
１７−１〜１７−ｎ各々はａブロック格納可能なデータ
用領域１７ａ−１〜１７ａ−ｎと、ａ／（ｎ−１）ブロ
ック格納可能な退避データ用領域１７ｂ−１〜１７ｂ−
ｎとから構成されている。
−ｎの構成を示す図である。図において、物理ディスク
１７−１〜１７−ｎ各々はａブロック格納可能なデータ
用領域１７ａ−１〜１７ａ−ｎと、ａ／（ｎ−１）ブロ
ック格納可能な退避データ用領域１７ｂ−１〜１７ｂ−
ｎとから構成されている。
【００３０】この時、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ
Ａｒｒａｙｓ Ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓ
ｋｓ）を構成している論理ディスク１の冗長データブロ
ック数はパリティデータ分が確保されるため、ａブロッ
クとなる。
Ａｒｒａｙｓ Ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓ
ｋｓ）を構成している論理ディスク１の冗長データブロ
ック数はパリティデータ分が確保されるため、ａブロッ
クとなる。
【００３１】ここで、物理ディスク１７−１〜１７−ｎ
及び論理ディスク１各々のブロック長を等しくとると、
論理ディスク１の記録可能ブロック数は、 ［ａブロック×（ｎ−１）］ブロック で表される。また、各物理ディスク１７−１〜１７−ｎ
に割当てられている退避データ用領域１７ｂ−１〜１７
ｂ−ｎの合計は、１台の物理ディスクが切離された場合
にちょうど、 ［ａ／（ｎ−１）］×（ｎ−１）＝ａブロック となる。この各退避データ用領域１７ｂ−１〜１７ｂ−
ｎの管理情報はマイクロプロセッサ１２によって不揮発
性メモリ１４に記録され、運用時に管理／使用される。
及び論理ディスク１各々のブロック長を等しくとると、
論理ディスク１の記録可能ブロック数は、 ［ａブロック×（ｎ−１）］ブロック で表される。また、各物理ディスク１７−１〜１７−ｎ
に割当てられている退避データ用領域１７ｂ−１〜１７
ｂ−ｎの合計は、１台の物理ディスクが切離された場合
にちょうど、 ［ａ／（ｎ−１）］×（ｎ−１）＝ａブロック となる。この各退避データ用領域１７ｂ−１〜１７ｂ−
ｎの管理情報はマイクロプロセッサ１２によって不揮発
性メモリ１４に記録され、運用時に管理／使用される。
【００３２】また、図２で示される退避データ用領域１
７ｂ−１〜１７ｂ−ｎは論理ディスク１自体に固定的に
割当てておくことも可能であるが、個々のユーザのニー
ズに合せて、退避データ用領域１７ｂ−１〜１７ｂ−ｎ
を割当てないように指定することも選択可能である。も
ちろん、その場合には本発明の一実施例による縮退運転
状態での処理方法は使用されないことになる。
７ｂ−１〜１７ｂ−ｎは論理ディスク１自体に固定的に
割当てておくことも可能であるが、個々のユーザのニー
ズに合せて、退避データ用領域１７ｂ−１〜１７ｂ−ｎ
を割当てないように指定することも選択可能である。も
ちろん、その場合には本発明の一実施例による縮退運転
状態での処理方法は使用されないことになる。
【００３３】図３及び図４は本発明の一実施例による縮
退運転状態での処理方法を示すフローチャートであり、
図５〜図７は本発明の一実施例による縮退運転状態での
処理方法を示す図である。
退運転状態での処理方法を示すフローチャートであり、
図５〜図７は本発明の一実施例による縮退運転状態での
処理方法を示す図である。
【００３４】図５は切離し物理ディスク１７−３のデー
タを他の物理ディスク１７−１，１７−２，……，１７
−ｎのデータを用いて修復する場合のデータの流れを示
している。図６は図５で示した修復データを一例として
物理ディスク１７−１に記録する場合のデータの流れを
示している。図７は修復データを各物理ディスク１７−
１，１７−２，……，１７−ｎに退避していく概念を示
しており、この図においては単純化のために４台の物理
ディスク１７−１〜１７−４のみとしている。
タを他の物理ディスク１７−１，１７−２，……，１７
−ｎのデータを用いて修復する場合のデータの流れを示
している。図６は図５で示した修復データを一例として
物理ディスク１７−１に記録する場合のデータの流れを
示している。図７は修復データを各物理ディスク１７−
１，１７−２，……，１７−ｎに退避していく概念を示
しており、この図においては単純化のために４台の物理
ディスク１７−１〜１７−４のみとしている。
【００３５】これら図１〜図７を用いて本発明の一実施
例による縮退運転状態での処理方法について説明する。
以下、論理ディスク１の運用時の動作について説明す
る。
例による縮退運転状態での処理方法について説明する。
以下、論理ディスク１の運用時の動作について説明す
る。
【００３６】まず、論理ディスク１を構成する物理ディ
スク１７−１〜１７−ｎ各々の中で物理ディスク１７−
３に運用不可能となるような障害が発生すると、マイク
ロプロセッサ１２は論理ディスク１から物理ディスク１
７−３を切離す。これによって、論理ディスク１は縮退
運転状態に遷移することとなり、マイクロプロセッサ１
２は論理ディスク１にホットスタンバイ物理ディスク１
８が存在するかどうかの確認を行う（図３ステップＳ
１）。
スク１７−１〜１７−ｎ各々の中で物理ディスク１７−
３に運用不可能となるような障害が発生すると、マイク
ロプロセッサ１２は論理ディスク１から物理ディスク１
７−３を切離す。これによって、論理ディスク１は縮退
運転状態に遷移することとなり、マイクロプロセッサ１
２は論理ディスク１にホットスタンバイ物理ディスク１
８が存在するかどうかの確認を行う（図３ステップＳ
１）。
【００３７】ホットスタンバイ物理ディスク１８が存在
する場合、マイクロプロセッサ１２はホットスタンバイ
物理ディスク１８に対して論理ディスク１から修復した
物理ディスク１７−３のデータを格納する（図３ステッ
プＳ２）。
する場合、マイクロプロセッサ１２はホットスタンバイ
物理ディスク１８に対して論理ディスク１から修復した
物理ディスク１７−３のデータを格納する（図３ステッ
プＳ２）。
【００３８】ホットスタンバイ物理ディスク１８が存在
していない場合、マイクロプロセッサ１２は切離された
物理ディスク１７−３のデータ修復を開始する（図３ス
テップＳ３）。
していない場合、マイクロプロセッサ１２は切離された
物理ディスク１７−３のデータ修復を開始する（図３ス
テップＳ３）。
【００３９】その場合、マイクロプロセッサ１２は論理
ディスク１における切離し物理ディスク１７−３のデー
タ修復対象領域及び物理ディスク１７−１，１７−２，
……，１７−ｎの中の修復データの退避先を夫々選択す
る（図３ステップＳ５）。
ディスク１における切離し物理ディスク１７−３のデー
タ修復対象領域及び物理ディスク１７−１，１７−２，
……，１７−ｎの中の修復データの退避先を夫々選択す
る（図３ステップＳ５）。
【００４０】マイクロプロセッサ１２は切離し物理ディ
スク１７−３の選択したデータ修復対象領域のブロック
データを他の物理ディスク１７−１，１７−２，……，
１７−ｎのデータから修復し（図３ステップＳ６）、修
復したデータを選択した物理ディスク１７−１，１７−
２，……，１７−ｎの退避データ用領域１７ｂ−１〜１
７ｂ−ｎに書込む（図３ステップＳ７）。
スク１７−３の選択したデータ修復対象領域のブロック
データを他の物理ディスク１７−１，１７−２，……，
１７−ｎのデータから修復し（図３ステップＳ６）、修
復したデータを選択した物理ディスク１７−１，１７−
２，……，１７−ｎの退避データ用領域１７ｂ−１〜１
７ｂ−ｎに書込む（図３ステップＳ７）。
【００４１】マイクロプロセッサ１２は切離し物理ディ
スク１７−３のデータ修復対象領域全てのデータ修復が
終了するまで上記の処理を繰返し行う（図３ステップＳ
４〜Ｓ７）。
スク１７−３のデータ修復対象領域全てのデータ修復が
終了するまで上記の処理を繰返し行う（図３ステップＳ
４〜Ｓ７）。
【００４２】次に、論理ディスク１の運用時の動作につ
いて図４を参照して詳しく説明する。まず、論理ディス
ク１を構成する物理ディスク１７−１〜１７−ｎ各々の
中で物理ディスク１７−３に運用不可能となるような障
害が発生すると、マイクロプロセッサ１２は論理ディス
ク１から物理ディスク１７−３を切離す。これによっ
て、論理ディスク１は縮退運転状態に遷移することとな
り、マイクロプロセッサ１２は論理ディスク１にホット
スタンバイ物理ディスク１８が存在するかどうかの確認
を行う（図４ステップＳ１１）。
いて図４を参照して詳しく説明する。まず、論理ディス
ク１を構成する物理ディスク１７−１〜１７−ｎ各々の
中で物理ディスク１７−３に運用不可能となるような障
害が発生すると、マイクロプロセッサ１２は論理ディス
ク１から物理ディスク１７−３を切離す。これによっ
て、論理ディスク１は縮退運転状態に遷移することとな
り、マイクロプロセッサ１２は論理ディスク１にホット
スタンバイ物理ディスク１８が存在するかどうかの確認
を行う（図４ステップＳ１１）。
【００４３】ホットスタンバイ物理ディスク１８が存在
する場合、マイクロプロセッサ１２はホットスタンバイ
物理ディスク１８に対して論理ディスク１から修復した
物理ディスク１７−３のデータを格納する（図４ステッ
プＳ１２）。
する場合、マイクロプロセッサ１２はホットスタンバイ
物理ディスク１８に対して論理ディスク１から修復した
物理ディスク１７−３のデータを格納する（図４ステッ
プＳ１２）。
【００４４】ホットスタンバイ物理ディスク１８が存在
していない場合、マイクロプロセッサ１２は切離された
物理ディスク１７−３を除き、物理ディスク１７−１，
１７−２，……，１７−ｎ各々に修復データ退避のため
のＮ＝１〜（ｎ−１）のディスク番号値を割付ける（図
４ステップＳ１３）。
していない場合、マイクロプロセッサ１２は切離された
物理ディスク１７−３を除き、物理ディスク１７−１，
１７−２，……，１７−ｎ各々に修復データ退避のため
のＮ＝１〜（ｎ−１）のディスク番号値を割付ける（図
４ステップＳ１３）。
【００４５】この後、マイクロプロセッサ１２はディス
ク番号Ｎの値を初期化（Ｎ＝１）し（図４ステップＳ１
４）、論理ディスク１における切離し物理ディスク１７
−３のデータ修復領域を選択し（図４ステップＳ１
６）、他の物理ディスク１７−１，１７−２，……，１
７−ｎのデータから対象データブロックを修復する（図
４ステップＳ１７）。
ク番号Ｎの値を初期化（Ｎ＝１）し（図４ステップＳ１
４）、論理ディスク１における切離し物理ディスク１７
−３のデータ修復領域を選択し（図４ステップＳ１
６）、他の物理ディスク１７−１，１７−２，……，１
７−ｎのデータから対象データブロックを修復する（図
４ステップＳ１７）。
【００４６】本発明の一実施例では他の物理ディスク１
７−１，１７−２，……，１７−ｎのデータを１６ブロ
ック毎に区切り（図４ステップＳ１７）、切離し物理デ
ィスク１７−３に書込むべきデータの修復を行っている
が、これは論理ディスク１のデータ制御の都合でブロッ
ク長を可変にすることも可能である。
７−１，１７−２，……，１７−ｎのデータを１６ブロ
ック毎に区切り（図４ステップＳ１７）、切離し物理デ
ィスク１７−３に書込むべきデータの修復を行っている
が、これは論理ディスク１のデータ制御の都合でブロッ
ク長を可変にすることも可能である。
【００４７】図５においては、物理ディスク１７−１，
１７−２，……，１７−ｎのデータｄ０〜ｄ（ｎ−１）
［ｄ２以外のデータ］からディスクアレイデータ制御回
路部１５においてデータを修復し、修復されたデータｄ
２をデータキャッシュ１３に一旦格納するまでの流れを
示している。
１７−２，……，１７−ｎのデータｄ０〜ｄ（ｎ−１）
［ｄ２以外のデータ］からディスクアレイデータ制御回
路部１５においてデータを修復し、修復されたデータｄ
２をデータキャッシュ１３に一旦格納するまでの流れを
示している。
【００４８】上記の処理で修復された切離し物理ディス
ク１７−３のデータｄ２は、引き続きマイクロプロセッ
サ１２によって選択された物理ディスク１７−１の退避
データ用領域１７ｂ−１に記録される（図４ステップＳ
２１）。
ク１７−３のデータｄ２は、引き続きマイクロプロセッ
サ１２によって選択された物理ディスク１７−１の退避
データ用領域１７ｂ−１に記録される（図４ステップＳ
２１）。
【００４９】この時の修復データｄ２の流れを図６に示
している。すなわち、マイクロプロセッサ１２はディス
クアレイデータ制御回路部１５によって物理ディスク１
７−１，１７−２，……，１７−ｎのデータｄ０〜ｄ
（ｎ−１）［ｄ２以外のデータ］から修復され、データ
キャッシュ１３に一旦格納されたデータｄ２を、他の物
理ディスク１７−１，１７−２，……，１７−ｎの退避
データ用領域１７ｂ−１，１７ｂ−２，……，１７ｂ−
ｎに退避する。
している。すなわち、マイクロプロセッサ１２はディス
クアレイデータ制御回路部１５によって物理ディスク１
７−１，１７−２，……，１７−ｎのデータｄ０〜ｄ
（ｎ−１）［ｄ２以外のデータ］から修復され、データ
キャッシュ１３に一旦格納されたデータｄ２を、他の物
理ディスク１７−１，１７−２，……，１７−ｎの退避
データ用領域１７ｂ−１，１７ｂ−２，……，１７ｂ−
ｎに退避する。
【００５０】修復データの退避先領域はマイクロプロセ
ッサ１２によって逐次物理ディスク１７−１，１７−
２，……，１７−ｎのいずれかに割付けられる。マイク
ロプロセッサ１２ではこの一連の処理（図４ステップＳ
１７〜Ｓ２１）が終了すると、記録した修復データｄ２
の記録管理情報が不揮発性メモリ１４に格納される（図
４ステップＳ２２）。
ッサ１２によって逐次物理ディスク１７−１，１７−
２，……，１７−ｎのいずれかに割付けられる。マイク
ロプロセッサ１２ではこの一連の処理（図４ステップＳ
１７〜Ｓ２１）が終了すると、記録した修復データｄ２
の記録管理情報が不揮発性メモリ１４に格納される（図
４ステップＳ２２）。
【００５１】論理ディスク１におけるデータ修復処理は
１６ブロック毎に論理ディスク１の全データ用領域につ
いてデータ修復が完了するまで繰り返される（図４ステ
ップＳ１５〜Ｓ２２）。
１６ブロック毎に論理ディスク１の全データ用領域につ
いてデータ修復が完了するまで繰り返される（図４ステ
ップＳ１５〜Ｓ２２）。
【００５２】すなわち、論理ディスク１が、例えば図７
に示すように、物理ディスク１７−１〜１７−４から構
成され、物理ディスク１７−３に運用不可能となるよう
な障害が発生すると、物理ディスク１７−３のデータ用
領域１７ａ−１〜１７ａ−ｎに書込まれているａブロッ
クのデータｄ０２，ｄ１２，ｄ３２，……は他の物理デ
ィスク１７−１，１７−２，１７−４の退避データ用領
域１７ｂ−１，１７ｂ−２，１７ｂ−４に退避されるこ
ととなる。
に示すように、物理ディスク１７−１〜１７−４から構
成され、物理ディスク１７−３に運用不可能となるよう
な障害が発生すると、物理ディスク１７−３のデータ用
領域１７ａ−１〜１７ａ−ｎに書込まれているａブロッ
クのデータｄ０２，ｄ１２，ｄ３２，……は他の物理デ
ィスク１７−１，１７−２，１７−４の退避データ用領
域１７ｂ−１，１７ｂ−２，１７ｂ−４に退避されるこ
ととなる。
【００５３】以後、マイクロプロセッサ１２は不揮発性
メモリ１４上に記録されている切離し物理ディスク１７
−３の修復データの記録管理情報に基づいて冗長データ
を退避データ用領域１７ｂ−１，１７ｂ−２，……，１
７ｂ−ｎから読出していくことによって運用を行う。
尚、このデータ修復動作は図示せぬ上位装置に対してバ
ックグラウンドに実施することで、上位装置のアクセス
を中断させることなく行うことができる。
メモリ１４上に記録されている切離し物理ディスク１７
−３の修復データの記録管理情報に基づいて冗長データ
を退避データ用領域１７ｂ−１，１７ｂ−２，……，１
７ｂ−ｎから読出していくことによって運用を行う。
尚、このデータ修復動作は図示せぬ上位装置に対してバ
ックグラウンドに実施することで、上位装置のアクセス
を中断させることなく行うことができる。
【００５４】また、上記の処理方法では切離し物理ディ
スク１７−３のデータ用領域１７ａ−３の全領域の退避
について述べたが、上位装置から切離し物理ディスク１
７−３に対するデータの書込み及び読出しが指示された
場合に修復されるデータを他の物理ディスク１７−１，
１７−２，……，１７−ｎの退避データ用領域１７ｂ−
１，１７ｂ−２，……，１７ｂ−ｎに退避する場合にも
適用可能である。
スク１７−３のデータ用領域１７ａ−３の全領域の退避
について述べたが、上位装置から切離し物理ディスク１
７−３に対するデータの書込み及び読出しが指示された
場合に修復されるデータを他の物理ディスク１７−１，
１７−２，……，１７−ｎの退避データ用領域１７ｂ−
１，１７ｂ−２，……，１７ｂ−ｎに退避する場合にも
適用可能である。
【００５５】一方、切離された物理ディスク１７−３の
データを修復して各退避データ用領域１７ｂ−１，１７
ｂ−２，……，１７ｂ−ｎに退避する前に上位装置から
切離された物理ディスク１７−３のアドレスに対して読
出し指示が入力された場合、図５に示すように、物理デ
ィスク１７−１，１７−２，……，１７−ｎのデータｄ
０〜ｄ（ｎ−１）［ｄ２以外のデータ］からディスクア
レイデータ制御回路部１５でデータが修復され、修復さ
れたデータｄ２をデータキャッシュ１３に格納して上位
装置に送出する。
データを修復して各退避データ用領域１７ｂ−１，１７
ｂ−２，……，１７ｂ−ｎに退避する前に上位装置から
切離された物理ディスク１７−３のアドレスに対して読
出し指示が入力された場合、図５に示すように、物理デ
ィスク１７−１，１７−２，……，１７−ｎのデータｄ
０〜ｄ（ｎ−１）［ｄ２以外のデータ］からディスクア
レイデータ制御回路部１５でデータが修復され、修復さ
れたデータｄ２をデータキャッシュ１３に格納して上位
装置に送出する。
【００５６】この時同時に、データキャッシュ１３に格
納された修復データｄ２は、図６に示すように、マイク
ロプロセッサ１２によって他の物理ディスク１７−１，
１７−２，……，１７−ｎの退避データ用領域１７ｂ−
１，１７ｂ−２，……，１７ｂ−ｎにミラーリングする
ことで退避される。尚、上位装置から切離された物理デ
ィスク１７−３のアドレスに対して書込み指示が入力さ
れた場合には、書込むべきデータがデータキャッシュ１
３に格納された後に、マイクロプロセッサ１２によって
他の物理ディスク１７−１，１７−２，……，１７−ｎ
の退避データ用領域１７ｂ−１，１７ｂ−２，……，１
７ｂ−ｎにミラーリングすることで退避される。
納された修復データｄ２は、図６に示すように、マイク
ロプロセッサ１２によって他の物理ディスク１７−１，
１７−２，……，１７−ｎの退避データ用領域１７ｂ−
１，１７ｂ−２，……，１７ｂ−ｎにミラーリングする
ことで退避される。尚、上位装置から切離された物理デ
ィスク１７−３のアドレスに対して書込み指示が入力さ
れた場合には、書込むべきデータがデータキャッシュ１
３に格納された後に、マイクロプロセッサ１２によって
他の物理ディスク１７−１，１７−２，……，１７−ｎ
の退避データ用領域１７ｂ−１，１７ｂ−２，……，１
７ｂ−ｎにミラーリングすることで退避される。
【００５７】このように、複数の物理ディスク１７−１
〜１７−ｎ各々に、物理ディスク１７−１〜１７−ｎの
いずれかが運用不可能となって縮退運転状態に遷移した
時に当該物理ディスクに記憶すべきデータを分割して退
避する退避データ用領域１７ｂ−１〜１７ｂ−ｎを配設
することによって、縮退運転状態に遷移した時にホット
スタンバイしている物理ディスク１８がない場合でもデ
ータの冗長性を確保することができる。
〜１７−ｎ各々に、物理ディスク１７−１〜１７−ｎの
いずれかが運用不可能となって縮退運転状態に遷移した
時に当該物理ディスクに記憶すべきデータを分割して退
避する退避データ用領域１７ｂ−１〜１７ｂ−ｎを配設
することによって、縮退運転状態に遷移した時にホット
スタンバイしている物理ディスク１８がない場合でもデ
ータの冗長性を確保することができる。
【００５８】
【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、複
数の磁気ディスク装置各々に上位装置から転送されたデ
ータ及びそのデータから生成したパリティデータを分割
記憶することで１台の論理記憶装置を実現するディスク
アレイ装置において、磁気ディスク装置のいずれかが運
用不可能となって縮退運転状態に遷移した時に当該磁気
ディスク装置に記憶すべきデータを分割して退避する複
数の退避領域を複数の磁気ディスク装置各々に配設する
ことによって、縮退運転状態に遷移した時にホットスタ
ンバイしている物理ディスクがない場合でもデータの冗
長性を確保することができるという効果がある。
数の磁気ディスク装置各々に上位装置から転送されたデ
ータ及びそのデータから生成したパリティデータを分割
記憶することで１台の論理記憶装置を実現するディスク
アレイ装置において、磁気ディスク装置のいずれかが運
用不可能となって縮退運転状態に遷移した時に当該磁気
ディスク装置に記憶すべきデータを分割して退避する複
数の退避領域を複数の磁気ディスク装置各々に配設する
ことによって、縮退運転状態に遷移した時にホットスタ
ンバイしている物理ディスクがない場合でもデータの冗
長性を確保することができるという効果がある。
【図１】本発明の一実施例によるディスクアレイ装置の
構成を示すブロック図である。
構成を示すブロック図である。
【図２】図１の物理ディスクの構成を示す図である。
【図３】本発明の一実施例による縮退運転状態での処理
方法を示すフローチャートである。
方法を示すフローチャートである。
【図４】本発明の一実施例による縮退運転状態での処理
方法を示すフローチャートである。
方法を示すフローチャートである。
【図５】本発明の一実施例による縮退運転状態での処理
方法を示す図である。
方法を示す図である。
【図６】本発明の一実施例による縮退運転状態での処理
方法を示す図である。
方法を示す図である。
【図７】本発明の一実施例による縮退運転状態での処理
方法を示す図である。
方法を示す図である。
１ ディスクアレイ装置（論理ディスク） １２ マイクロプロセッサ １３ データキャッシュ １４ 不揮発性メモリ １５ ディスクアレイデータ制御回路部 １６−１〜１６−ｎ 物理ディスクインタフェース制御
回路部 １７−１〜１７−ｎ 磁気ディスク装置（物理ディス
ク） １７ａ−１〜１７ａ−ｎ データ用領域 １７ｂ−１〜１７ｂ−ｎ 退避データ用領域
回路部 １７−１〜１７−ｎ 磁気ディスク装置（物理ディス
ク） １７ａ−１〜１７ａ−ｎ データ用領域 １７ｂ−１〜１７ｂ−ｎ 退避データ用領域
Claims (4)
- 【請求項１】 複数の磁気ディスク装置各々に上位装置
から転送されたデータ及び前記データから生成したパリ
ティデータを分割記憶することで１台の論理記憶装置を
実現するディスクアレイ装置であって、前記複数の磁気
ディスク装置各々に配設されかつ前記磁気ディスク装置
が運用不可能となって縮退運転状態に遷移した時に当該
磁気ディスク装置に記憶すべきデータを分割して退避す
る複数の退避領域を有することを特徴とするディスクア
レイ装置。 - 【請求項２】 前記縮退運転状態に遷移した時に前記運
用不可能となった磁気ディスク装置を即座に切替え可能
なホットスタンバイ磁気デイスク装置があるか否かを判
定する判定手段と、前記判定手段で前記ホットスタンバ
イ磁気ディスク装置がないと判定された時に前記運用不
可能となった磁気ディスク装置の内容を全て修復して前
記複数の退避領域に分割して退避する手段とを含むこと
を特徴とする請求項１記載のディスクアレイ装置。 - 【請求項３】 前記上位装置から前記磁気ディスク装置
への書込み指示及び読出し指示の入力時に前記上位装置
との間で授受されるデータを保持するキャッシュメモリ
を含み、前記運用不可能となった磁気ディスク装置に記
憶すべきデータが前記キャッシュメモリに保持された時
に当該磁気ディスク装置以外の磁気ディスク装置に配設
された前記退避領域に前記キャッシュメモリの内容を分
割して複写するようにしたことを特徴とする請求項１記
載のディスクアレイ装置。 - 【請求項４】 前記運用不可能となった磁気ディスク装
置のデータを他の磁気ディスク装置のデータを用いて修
復する修復手段を含み、前記修復手段で修復されたデー
タを前記複数の退避領域各々に分割して退避するように
したことを特徴とする請求項１から請求項３のいずれか
記載のディスクアレイ装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP8339270A JPH10187357A (ja) | 1996-12-19 | 1996-12-19 | ディスクアレイ装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP8339270A JPH10187357A (ja) | 1996-12-19 | 1996-12-19 | ディスクアレイ装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10187357A true JPH10187357A (ja) | 1998-07-14 |
Family
ID=18325869
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP8339270A Withdrawn JPH10187357A (ja) | 1996-12-19 | 1996-12-19 | ディスクアレイ装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH10187357A (ja) |
Cited By (24)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100694300B1 (ko) * | 2005-12-08 | 2007-03-14 | 한국전자통신연구원 | 블록 분할 분산 패리티 디스크 어레이에서의 데이터 배치및 제어 방법 |
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