JPH10254634A - 記憶装置および記憶装置の復旧手段 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】可搬媒体（メディア）の冗長アレイ構成を有す
るライブラリ装置において、メディア障害時に他のメデ
ィアへの処理を妨げないよう、回復時間を短縮する、も
しくは回復に使用する記録／再生装置の台数を最小限に
押える。 【解決手段】複数のメディア２０で冗長アレイを構成す
るライブラリ装置において、予備のドライブ２２に予備
メディアを常時装填しておき、メディア障害時には予備
メディアを格納庫２１から搬送することなく迅速にデー
タ回復を行うことができる。あるいは、複数の記録／再
生装置のほかにディスク装置２２０などの不揮発記憶装
置を設けておき、メディア障害時はディスク装置２２０
を予備メディアとして使用することでこれに替える。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、可搬記憶媒体を対
象とした可用性の高い記憶装置システムに関する。特
に、可用性向上のために、各構成要素に冗長性をもつ記
憶装置システムに関する。

【０００２】

【従来の技術】発明に最も近い公知例として、以下に示
すＰａｔｔｅｒｓｏｎの論文が知られている。

【０００３】エー．シー．エム．シグモッドコンファレ
ンスプロシーディング,1988 年,6月, ページ109-116(D.
Patterson,et al:A Case for Redundant Arrays of Ine
xpensive Disks(RAID),ACM SIGMOD conference proceed
ing,Chicago,IL,June13,1988,pp.109-116) Ｐａｔｔｅｒｓｏｎの論文は、ディスクアレイ上のデー
タ配置に関する技術を開示したものである。

【０００４】ディスクアレイとは、ディスクシステムの
高性能化、高信頼化を実現するための機構である。ディ
スクアレイでは、高性能化のために、物理的には複数の
ディスク装置を、処理装置に対しては１台のディスク装
置に見せかける。一方、高信頼化のために、データを格
納したディスク装置に障害が発生した場合、データの回
復を行うための冗長データを別のディスク装置に格納し
ておく。この冗長情報をもつディスクアレイのことをRA
ID と呼ぶ。

【０００５】ここで説明されるＲＡＩＤシステム構成は
データ回復を可能にする複数の構成例が説明されてい
る。１つは"ミラーリング" といい、処理装置からの書
き込みデータの各ブロックを少なくとも2 つの別個のデ
ィスクドライブ上に書き込むことによって信頼性を向上
させる。

【０００６】もう１つは"パリティ" を採用する。この
仕組みを簡単に説明すると次のようなものである。パリ
ティディスクシステムはライトするデータをビット、バ
イト、ないしは処理装置からの書き込み単位であるブロ
ックの大きさにｎ分割し、この分割した複数のデータを
それぞれ別のディスクドライブに書き込む。そして分割
した複数のデータの排他的論理和を計算することによっ
てパリティを作成し、データとは別のディスクドライブ
に書き込む。ライトデータをｎ個に分割した場合、それ
らのデータをｄ１，ｄ２，．．．，ｄｎとするとこの分
割したデータからパリティｐを生成するには次の（１）
式に従って行い、パリティｐの作成後に、ｄ１，ｄ
２，．．．，ｄｎとｐはそれぞれ別のディスクドライブ
に書き込まれる。

【０００７】 ｐ＝ｄ１（＋）ｄ２（＋）．．．（＋）ｄｎ.............. （１） ただし、（＋）は、排他的論理和を表す。

【０００８】このｄ１，ｄ２，．．．，ｄｎとｐのデー
タの集合をパリティグループといい、ｐは常に（１）式
に従った値を保つよう、ｄ１、ｄ２、..., ｄｎが更新
されると、それに伴い更新される。例えば既に書き込み
の行われた領域ｄ１のみに別のデータＤが上書きされた
場合でも、パリティｐについて新規パリティＰを算出し
て、ＤとともにＰもディスクに書き込む必要性が出てく
る。その場合は次の（２）式によりパリティを算出し
て、ＤとＰをディスクに書き込む操作をする。

【０００９】 Ｐ＝Ｄ（＋）ｄ１（＋）ｐ............................. （２） この時の、ｄ１上の内容を「旧データ」、ｐ上の内容を
「旧パリティ」、新規に書き込むデータＤを「新デー
タ」、新規に書き込むパリティＰを「新パリティ」と呼
ぶ。

【００１０】これらＲＡＩＤにおいては、1 つのディス
クドライブが故障した場合でも、データの復旧が可能で
ある。"ミラーリング" では、同一データを含む少なく
とも1つの他のディスクドライブが存在するため、シス
テムは残りのディスクドライブで実行を継続でき、デー
タ再構成が可能である。"パリティ" では、任意の1つの
ディスクが故障した場合、そのデータは、残りのディス
ク上のデータの排他的論理和を計算することで復元でき
る。データの復旧における技術としては、米国特許４９
１４６５６号にて、冗長性を持つディスクアレイを複数
有する装置において、ディスク装置に障害が発生した
時、データを復元してシステムで管理している予備ディ
スク装置に書き込む技術が示されている。

【００１１】計算機システムにおいて、ディスク装置以
外にしばしば用いられる記憶装置として、磁気テ−プ、
光記憶装置等がある。特に最近では、ＤＶＤ（Ｄｉｇｉ
ｔａｌ Ｖｉｄｅｏ Ｄｉｓｋ）が注目されている。これ
らの記憶装置の特徴は、いずれも記憶媒体とＲ／Ｗ（Ｒ
ｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ）装置が分離されており、記憶媒体
を任意のＲ／Ｗ装置に装填し、記憶媒体上のデ−タを読
み書きするという点である。一般にこれらの媒体は、可
搬媒体と呼ばれる。大規模計算機システムにおいては、
非常に多くの枚数の可搬媒体の管理を容易に実現するた
めに、ライブラリが導入される。ライブラリには、記憶
媒体、Ｒ／Ｗ装置に加えて、多くの枚数の記憶メディア
を収納する収納庫と、収納庫とＲ／Ｗ装置との間で、記
憶媒体を転送するロボットなどが含まれる。

【００１２】計算機システムで扱うデ−タは、ますます
大規模化しているため、その可用性の向上に対するニ−
ズも非常に高い。したがって、上記のような可搬媒体で
構成される記憶装置システムにおいても、Ｐａｔｔｅｒ
ｓｏｎの論文で提案されているようなコンセプトを適用
することにより、高可用性を実現することは有効であ
る。

【００１３】可搬媒体にこのようなコンセプトを適用し
た技術として、コムデックス９６：ＤＶＤ アプリケ−
ション（Alan E. Bell (IBM Research Division): DVD
Applications ,COMDEX 96 ,Nov.20,1996）がある。本文
献ではＤＶＤ、Ｒ／Ｗ装置、ロボット等から構成される
通常のライブラリを複数組み合わせて冗長性をもつＲＡ
ＩＬ（Redundant Arrays of Inexpensive Libralies）
が提案されている。

【００１４】

【発明が解決しようとする課題】Ｐａｔｔｅｒｓｏｎの
論文で提案されているRAID システムの構成を可搬媒体
によるライブラリ装置に適用してデータの復旧を可能に
することは可能である。可搬媒体によるライブラリ装置
の場合、デ−タを記録した記憶メディアをミラーリン
グ、ないしはパリティにより冗長化してデータの復旧を
可能にし、信頼性を高めることができる。

【００１５】ただし、メディアを冗長化することにより
データ復旧は可能になるが、その復旧には長い時間を要
する。とくにパリティによる冗長化を行う場合、復旧時
にはRAID を構成している全メディアの内容を読み出し
てパリティを計算し、予備メディアへと書き出す処理を
メディアの記憶領域全体に対して行う必要がある。

【００１６】さらに、ライブラリ装置では、管理する多
くの枚数の記憶メディアに対し、Ｒ／Ｗ装置の数は圧倒
的に少ないのが普通である。そのため、通常ほとんどの
メディアは格納庫におかれ、メディアに対して読み出し
・書き込みが必要な時には、ロボットを使用して格納庫
からＲ／Ｗ装置にメディアを装填してから実際の読み出
し・書き込みを行う。ロボットを使用してメディアを装
置に装填し読み書き可能になるまでの時間を搬送時間と
呼び、この時間は通常のディスクアクセス時間に比べ長
時間かかる。ライブラリ装置におけるデータ復旧では、
障害の発生したメディアをＲ／Ｗ装置から排出、さらに
復旧したデータを書き込むための予備メディアをＲ／Ｗ
装置に装填するための搬送時間がかかり、さらに、デー
タを再生成する時間、すなわちパリティを再計算して予
備メディアにデータを再構築する時間の2 つの時間がか
かるため、メディアの復旧時間を短縮することが重要な
課題となる。

【００１７】本発明の目的は、可搬媒体をベ−スとした
記憶装置システムにおいて、特に記憶メディア障害の復
旧処理時の、メディアの搬送時間を短縮する技術と、デ
ータの再生成時間を短縮する技術を提供することにあ
る。

【００１８】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
の手段を以下に述べる。

【００１９】本発明における記憶システムは、複数の可
搬媒体と予備媒体を有し、複数の可搬媒体により、冗長
データを持つディスクアレイ（ＲＡＩＤ）を複数構成
し、複数の記録／再生装置と予備の記録／再生装置、可
搬媒体を格納する格納庫と、可搬媒体を搬送する搬送装
置、記録／再生装置に装填された可搬媒体の情報を記憶
するテーブルを有する。

【００２０】本記憶システムでは、可搬媒体に障害が発
生した場合、復旧に予備の記録／再生装置を使用する。
予備の記録／再生装置に予備媒体を常時装填した状態に
しておき、復旧時には、予備媒体の装填された予備記録
／再生装置を再生成したデータの書き込み先として使用
することで、障害の発生した媒体の排出、予備媒体の装
填における搬送時間を省略する。

【００２１】さらに、上記記憶システムの復旧処理で
は、障害の発生した媒体を記録／再生装置から排出せず
に復旧処理に利用する。障害の発生した媒体に可読領域
が存在する場合、可読領域を読み出し、内容を予備記録
／再生装置に装填された予備媒体に書き込むことで、デ
ータ再生成の時間を短縮する。

【００２２】あるいは、上記記憶システムに加え、可搬
媒体1 枚と同容量以上の記憶容量の補助記憶装置を有す
る記憶システムで、媒体に障害が発生した場合、再生成
した内容の書き出し先を補助記憶装置にすることで、障
害の発生した媒体の排出、予備媒体の搬送時間を省略す
る。

【００２３】また、上記記憶システムで、障害の発生し
た媒体に可読領域が存在する場合、可読領域を読み出
し、内容を補助記憶装置に書き出すことで、データ再生
成の時間を短縮する。

【００２４】

【発明の実施の形態】

（１）実施例1 図１に本発明を適用した記憶システムの構成例を示す。
記憶システムは制御装置１、データを格納する記憶装置
２から構成される。制御装置１は、ホストインタフェー
ス１１を介してホスト３と接続され、ドライブインタフ
ェース１２と搬送制御部１３を介して記憶装置２と接続
される。さらに制御装置１内には、制御プログラムを実
行するプロセッサ１４、制御プログラムを格納するＲＯ
Ｍ１５、制御するための制御用情報の記憶やライト・リ
ードデータの一時保存のバッファとして用いられるＲＡ
Ｍ１６、記憶システムで保有するメディアに関する情報
を記憶するＮＶＲＡＭ１７、パリティを計算する専用ハ
ードウェアのパリティ生成部１８を含んでいる。

【００２５】記憶装置２は、メディア２０とメディア２
０を格納する格納庫２１、メディア２０の再生／記録を
行うm 台のドライブ２２、メディア２０を格納庫２１と
ドライブ２２の間を搬送する搬送装置２３、メディア２
０を記憶装置２に投入、または排出するための投入／排
出口２４で構成される。

【００２６】各ドライブ２２には、1 〜m の通し番号を
つけて管理し、1 つのドライブ２２には同時に1 つのメ
ディア２０だけが装填可能である。m 台のうち、いくつ
かはドライブ障害に備えた予備ドライブで、予備ドライ
ブには未使用の予備メディアが常時装填される。本実施
例では予備メディアは1 台としている。

【００２７】格納庫２１は、メディア２０を格納するラ
ック２５の集合で構成されており、各ラック２５につき
1 枚のメディア２０が入り、各ラック２５には1 〜L の
通し番号をつけて管理する。また、各メディア２０は、
常に同じラック２５に格納され、ラック番号h に格納さ
れるメディアにはラック番号と同じ通し番号をつけ、メ
ディアh と呼ぶ。

【００２８】図２にて、本記憶システムのデータの格納
形式について説明する。実際の記憶装置２内のメディア
２０には、ホストから送られてきたデータｄ１、ｄ２、
ｄ３、.... は、図２（b）のように1 組のRAID を構成
する各メディア２０に分割、配置される。ｄ１などの個
々のデータはホスト３からの書き込み単位でブロック２
７と呼ぶ。また、これ以降、実際の記憶装置２内のメデ
ィア２０のことを物理メディア２８と呼ぶ。また、ｐ１
はｄ１、ｄ２、ｄ３、ｄ４から生成されるパリティ（排
他的論理和の算出結果）であり、以下ｐ２はｄ５、ｄ
６、ｄ７、ｄ８から生成されるパリティ、ｐ３はｄ９、
ｄ１０、ｄ１１、ｄ１２から生成されるパリティ....、
となる。ｄ１、ｄ２などのデータのブロックをデータブ
ロック、ｐ１、ｐ２などのパリティの置かれるブロック
をパリティブロックと呼ぶ。

【００２９】また、パリティブロックを作成するために
必要なデータブロックと、パリティブロックの集合のこ
とをパリティグループ２９と呼ぶ。

【００３０】ただし、ホストからは、物理メディア２８
をそれぞれ認識できるわけではなく、図２（a）のよう
な1 枚の論理的なメディアに連続的にデータブロックｄ
１、ｄ２、.... だけが配置されており、この論理的な
メディアが複数存在しているように見える。この、ホス
トから見える論理的メディアを論理メディア２６と呼
ぶ。

【００３１】図３は、論理メディア２６と物理メディア
２８の対応をシステムで管理するためのマッピングテー
ブル３０を示す。本記憶システムでは、システムで管理
する論理メディア２６について、物理メディア２８と同
様、1 〜k の通し番号をつけて管理している。各エント
リには論理メディア２６の番号（以下、論理メディア番
号と呼ぶ）とそれに対応する全ての物理メディア２８の
番号（以下、物理メディア番号と呼ぶ）が書かれてお
り、ホストから、ある論理メディア番号へのアクセスが
来ると、マッピングテーブル３０を参照して、その論理
メディア番号に対応する物理メディア番号のメディアを
全て特定することができる。このマッピングテーブル３
０は、制御装置１のＮＶＲＡＭ１７内に置かれる。

【００３２】制御装置１のＲＡＭ１６には、図４に示す
ような、ドライブ番号とその時各ドライブに装填されて
いる物理メディア番号の対応を記録したドライブ管理テ
ーブル４０が置かれる。ドライブ管理テーブル４０に
は、記憶システム内の全ドライブについてのエントリが
存在し、ドライブに物理メディア２８が装填されている
時には、エントリに物理メディア番号が記録される。物
理メディア２８が装填されていないドライブについて
は、ドライブ管理テーブル４０に何も書かれない。

【００３３】また、アクセス中の物理メディア２８が障
害状態の場合、このエントリに「障害」を書き込む。予
備ドライブには常に予備メディアが格納されているた
め、ドライブ管理テーブル４０には「予備」を書き込
み、予備メディアが装填されていることを示す。

【００３４】次に、ホスト３から要求が来た時の処理の
流れを説明する。ホスト３は、対象の論理メディア２６
にアクセスする前に、メディア２０をドライブ２２に装
填するマウント要求を出し、続いて読み出し／書き込み
の要求を出す。読み出し／書き込み処理が一通り終了す
ると、ドライブ２２からメディア２０を取り外して、格
納庫２１に格納するアンマウント要求を出す。

【００３５】図５で、マウント処理の流れを説明する。
ホスト３からマウント要求を出す際には論理メディア番
号を指定する。制御装置１ではマッピングテーブル３０
を参照して論理メディア番号に対応する、全ての物理メ
ディア番号を割り出す（ステップ１００１）。制御装置
１は物理メディア２８をドライブ２２に装填する際、ド
ライブ管理テーブル４０を参照して、対象となる物理メ
ディア２８が既にドライブ２２に装填されているか調べ
（ステップ１００２、ステップ１００３）、装填されて
いない場合には、ドライブ管理テーブル４０から他の物
理メディア２８が装填されていないドライブ２２を探索
し（ステップ１００４）、そのドライブ２２に物理メデ
ィア２８を装填していく（ステップ１００５）。物理メ
ディア２８を装填するとドライブ管理テーブル４０のエ
ントリに、装填した物理メディア２８の番号を記録する
（ステップ１００６）。全ての物理メディア２８がドラ
イブ２２に装填され、ドライブ管理テーブル４０に物理
メディア番号が記録された時点で、制御装置１はホスト
３にマウント完了の報告を返却する（ステップ１００
８）。

【００３６】図６で、読み出し処理を説明する。読み出
し時に、ホスト３は論理メディア番号と、その論理メデ
ィア２６上の読み出し位置、すなわち論理アドレスを指
定してくる。制御装置１では、論理メディア番号と論理
アドレスの組から、物理メディア番号とその物理メディ
ア２８上の読み出し位置（物理アドレスと呼ぶ）の組に
変換する。この変換は固定的なもので、ＲＯＭ１５に変
換プログラムが書き込まれており、メディアへのアクセ
ス時はこの変換を行う（ステップ１１０１）。変換を行
った後、制御装置１はドライブ管理テーブル４０から物
理メディア２８に対応するドライブ２２を特定して、そ
のドライブ内物理メディア２８の物理アドレスのブロッ
クを読み出し（ステップ１１０２）、ホストへ返送す
る。

【００３７】図７は、書き込み処理の説明である。書き
込み時は、読み込みと同様にホスト３から書き込み対象
データブロック（以下、これを新データと呼ぶ）の論理
メディア番号と論理アドレスが指定され、これを、物理
メディア番号と物理アドレス（以下、この物理メディア
番号と物理アドレスの組のことをデータアドレスと呼
ぶ）に変換する（ステップ１１０１）さらに、書き込み
時には新データのパリティグループに属するパリティブ
ロックの書かれている物理メディア番号と、物理アドレ
ス（以下、この物理メディア番号と物理アドレスの組の
ことをパリティアドレスと呼ぶ）も算出する（ステップ
１２０２）。この変換も固定的で、ＲＯＭ１５に書かれ
ている変換プログラムにより算出する。続いて、データ
アドレスのブロック（以下、旧データと呼ぶ）と、パリ
ティアドレスのブロック（以下、旧パリティと呼ぶ）を
ＲＡＭ１６に読み出す（ステップ１２０３、ステップ１
２０４）。ステップ１２０５でパリティ制御部１８で旧
データ、旧パリティ、書き込みデータブロックからパリ
ティ（これを新パリティと呼ぶ）を計算し、ステップ１
２０６で書き込み対象データブロックをデータアドレス
に書き込み、ステップ１２０７で新パリティをパリティ
アドレスに書き込む。

【００３８】次に、図８でアンマウント処理を説明す
る。アンマウント処理は、制御装置１が、マッピングテ
ーブル３０を参照して論理メディア２６に対応する物理
メディア２８を特定（ステップ１００１）、さらにその
物理メディア２８の入っているドライブ２２をドライブ
管理テーブル４０から探索する（ステップ１００２）所
まではマウント処理と同じである。後は、対象となる物
理メディア２８を、全てドライブ２２から対応する格納
庫２１へと戻す（ステップ１３０３、１３０４）。

【００３９】次に、物理メディア番号s 〜t をアクセス
している際、物理メディアu （s ≦u ≦t）に障害が発
生してアクセス不可能になった時の回復処理の手順を、
図９にて説明する。物理メディア２８の障害を検知する
のは、そのメディアに対してアクセスを行っている時で
ある。ドライブ２２が物理メディア２８にアクセスでき
なくなると、制御装置１は回復処理に入る。

【００４０】通常、物理メディア２８の障害の場合、メ
ディア内の全領域がアクセス不可になることは稀で、物
理メディア２８内でアクセス不可能なブロック２７が、
記憶システムで定めた一定しきい値を越えた時点で障害
と判定される。そのため、障害と判定された物理メディ
ア（以下障害メディアと呼ぶ）でも、アクセス可能なブ
ロックも残されていることが多いので、本システムで
は、障害メディアから可能な限りブロックを読み出し予
備メディアへコピーする。

【００４１】まず障害と判定された物理メディアu の回
復ポインタp を用意し、p=0 とする（ステップ２００
１）。続いてドライブ２２からブロックp を制御装置１
に読み出す（ステップ２００２）。そのブロック２７が
アクセス可能であれば（ステップ２００３）、読み出し
たブロック２７の内容を、予備ドライブに装填されてい
る予備メディアのブロックp にコピーする（ステップ２
００４）。アクセス不可能であれば、そのパリティグル
ープに属する他の全ての物理メディアのブロックp を制
御装置１に読み出す（ステップ２００５）。読み出すと
ともに、パリティ生成部１８にて排他的論理和を計算し
（ステップ２００６）、その計算結果を予備メディアへ
とコピーする（ステップ２００７）。p がメディアの最
終ブロックでなければ、ステップ２００２から繰り返
し、予備メディアへ回復データを再構築する（ステップ
２００８、２００９）。

【００４２】なお、本回復処理中に読み出し要求が来
て、かつその読み出し対象ブロックが障害メディアに存
在する場合、ステップ２００２を実行してみる。そのブ
ロックが読み出し不可の場合にはステップ２００５、２
００６を実行して他のメディアから内容を復元してホス
トに返却することで読み出し可能である。書き込み要求
が来た場合には、予備メディアに書き込みを行えば良
い。

【００４３】メディア内データの回復が完了したら、予
備メディアを障害メディアu と切り替える（ステップ２
０１０）。切り替えはドライブ管理テーブル４０の値を
書き換えることで対応する。障害メディアの入っている
ドライブ２２については「障害」を書き込み、障害メデ
ィアの入っているドライブ２２へのアクセスは禁止す
る。また、今まで予備メディアだったメディア２０の入
っているドライブ２２については、障害メディアのメデ
ィア番号u を付けて、予備ドライブを通常のドライブ２
２として使用し、障害メディアの入ったドライブ２２を
予備ドライブとして扱うように、論理的に変更する。そ
の後、障害メディアを投入／排出口２４から排出し、障
害メディアの入っていたドライブ２２に別の予備メディ
アを装填し（ステップ２０１１）、ドライブ管理テーブ
ル４０の内容を「予備」にして予備ドライブに切り替え
（ステップ２０１２）、本回復処理は終了する。

【００４４】（２）実施例2 図１０に本発明を適用した記憶システムの構成例を示
す。

【００４５】記憶システムは制御装置１、データを格納
する記憶装置２から構成される。制御装置１は、ホスト
インタフェース１１を介してホスト３と接続され、ドラ
イブインタフェース１２と搬送制御部１３を介して記憶
装置２と接続される。さらに制御装置１内には、制御プ
ログラムを実行するプロセッサ１４、制御プログラムを
格納するＲＯＭ１５、制御するための制御用情報の記憶
やライト・リードデータの一時保存のバッファとして用
いられるＲＡＭ１６、記憶システムで保有するメディア
に関する情報を記憶するＮＶＲＡＭ１７、パリティを計
算する専用ハードウェアのパリティ生成部１８を含んで
いる。

【００４６】記憶装置２は、メディア２０とメディア２
０を格納する格納庫２１、メディア２０の再生／記録を
行うm 台のドライブ２２、メディア２０を格納庫２１と
ドライブ２２の間を搬送する搬送装置２３、メディア２
０を記憶装置２に投入、または排出するための投入／排
出口２４で構成される。さらに、記憶装置２内に、メデ
ィア２０の容量と同等、もしくはそれを越える容量の補
助ディスク装置２２０を保有する。このディスク装置に
替えて、フラッシュメモリなど、不揮発で、読み書き可
能な記憶装置を使用しても良い。

【００４７】また、ドライブ２２、物理メディア２８、
論理メディア２６、ラック２５について、通し番号をつ
けて管理し、マッピングテーブル３０、ドライブ管理テ
ーブル４０をＲＡＭ１６、ＮＶＲＡＭ１７に保持する点
は実施例１と同様である。

【００４８】次に、補助ディスク装置２２０について説
明する。本記憶システムでは、補助ディスク装置２２０
をメディアの装填された1 つ以上のドライブとして取り
扱う。補助ディスク装置２２０の管理は図１１のディス
ク管理テーブル２３０にて行う。

【００４９】補助ディスク装置２２０は、メディア２０
に障害が発生し、システムが復旧処理を行う際、復旧し
たデータを一時的に保管する記憶領域として使用する。
システムにドライブがj 台、補助ディスク装置２２０の
容量が物理メディアk 枚分の容量の場合、k 個のドライ
ブが存在するとみなし、補助ディスク装置２２０に対
し、ドライブ番号j+1,j+2,....j+k を割り当てる。

【００５０】ディスク管理テーブル２３０の各エントリ
には、ドライブ管理テーブル４０と同様、ドライブ番号
と物理メディア番号が存在し、加えて、補助ディスク装
置２２０上での開始アドレスと終了アドレスの組が記録
されている。開始アドレスから終了アドレスまでの領域
はメディア1 枚の容量に等しい。エントリに物理メディ
ア番号が記録されている時は、補助ディスク装置２２０
に物理メディア２８の内容が書き込まれていることを示
し、記録されていない時は、その領域が未使用領域であ
ることを示している。実施例1 で、物理メディア番号か
ら、その物理メディア２８の装填されているドライブ２
２を探索する時は、ドライブ管理テーブル４０を参照し
たが、実施例２に置いては、ドライブ管理テーブル４０
とディスク管理テーブル２３０の両方を参照して、対応
する物理メディア番号を検索する。

【００５１】図１２で、物理メディア番号s 〜t をアク
セスしている際、メディアu（s ≦u≦t）に障害が発生
してアクセス不可能になった時の回復処理の手順を説明
する。

【００５２】まず障害メディアu に対する回復ポインタ
p を用意し、p=0 とする（ステップ３００１）。続い
て、ディスク管理テーブル２３０を参照し、補助ディス
ク装置２２０の使用されていない領域を探し、障害メデ
ィアu に対する領域を割り当てる（ステップ３００
２）。続いて、物理メディアu を先頭ブロックから読み
出す（ステップ３００３）。そのブロックがアクセス可
能であれば、読み出したブロックの内容を、補助ディス
ク装置に書き込む（ステップ３００５）。補助ディスク
装置への書き込み位置は、ディスク管理テーブルに記録
された開始アドレスとポインタp から、容易に算出でき
る。

【００５３】また、障害メディアu の領域がアクセス不
可能であれば、そのパリティグループに属する他の全て
の物理メディアのブロックp を制御装置１に読み出す
（ステップ３００６）。読み出すとともに、パリティ生
成部１８にて排他的論理和を計算し（ステップ３００
７）、その計算結果を補助ディスク装置２２０へとコピ
ーする（ステップ３００８）。p がメディアの最終ブロ
ックでなければ、ステップ３００３から繰り返し、補助
ディスク装置２２０へ回復データを再構築する（ステッ
プ３００９、３０１０）。

【００５４】障害メディア内データの回復が完了した
ら、補助ディスク装置２２０を障害メディアu と切り替
えて使用開始する（ステップ３０１１）。切り替えは実
施例１と同様、ドライブ管理テーブル４０の値を書き換
えることで対応する。

【００５５】データの回復が終了したら、障害メディア
u を投入／排出口２４から排出し、ドライブ管理テーブ
ル４０の障害メディアu の領域を空欄にする（ステップ
３０１２）。

【００５６】その後、補助ディスク装置２２０から、予
備メディアへ内容を全てコピーすることで回復が完了す
る（ステップ３０１３）が、このコピーは必ずしもステ
ップの後すぐ行う必要はない。コピーを行うまでの間に
ホスト３からの読み出し／書き込み要求が来た場合に
は、補助ディスク装置２２０を物理メディアu と見なし
て使用しておけば良く、コピーはメディアu へのアクセ
スが来なくなった時、例えば、回復処理を行ったメディ
アの属する論理メディア２６のアンマウント要求が来
て、その論理メディア２６に属する物理メディア２８を
すべて格納庫２１へ戻す時などに行えば良い。

【００５７】

【発明の効果】本発明によれば、予備ドライブにあらか
じめ予備メディアが装填されている、もしくは予備メデ
ィアに変わる補助ディスク装置を用意しているため、メ
ディアに障害が発生した場合に、すぐに予備メディアな
いしは補助ディスク装置にデータを復旧することが可能
で、メディア搬送時間を短縮できる。さらに、障害の発
生したメディアから読み出し可能な範囲についてはデー
タを読み出して、予備メディアないしは補助ディスク装
置にコピーするため、データ復旧の処理を早めることが
できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を適用した記憶システムの構成例を示す
図。

【図２】メディアへのデータとパリティの配置の一例を
示す図。

【図３】マッピングテーブルの構成を示す図。

【図４】ドライブ管理テーブルの構成を示す図。

【図５】マウント処理の流れを示す図。

【図６】読み出し処理の流れを示す図。

【図７】書き込み処理の流れを示す図。

【図８】アンマウント処理の流れを示す図。

【図９】回復処理の流れを示す図。

【図１０】本発明を適用した記憶システムの構成例（実
施例２）を示す図。

【図１１】ディスク管理テーブルの構成を示す図。

【図１２】回復処理の流れを示す図。

【符号の説明】

1：制御装置、2：記憶装置、3：ホスト、11：ホストイ
ンタフェース、12：ドライブインタフェース、13：搬送
制御部、14：プロセッサ１４、15：ＲＯＭ、16：ＲＡ
Ｍ、17：ＮＶＲＡＭ、18：パリティ生成部、20：メディ
ア２０、21：格納庫、22：ドライブ、23：搬送装置、2
4：投入／排出口、25：ラック、26：論理メディア、2
7：ブロック、28：物理メディア、29：パリティグルー
プ、30：マッピングテーブル、40：ドライブ管理テーブ
ル、220：補助ディスク装置、230：ディスク管理テーブ
ル

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁶ 識別記号 ＦＩ Ｇ１１Ｂ 20/18 ５７０ Ｇ１１Ｂ 20/18 ５７０Ｚ

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】データ及び誤り訂正データを格納する複数
   の可搬記録媒体と、該記録媒体の予備可搬記録媒体と、
   該可搬記録媒体の記録／再生を行う複数の記録／再生装
   置と、該記録／再生装置の予備装置と、可搬記録媒体を
   格納する格納庫と、可搬記録媒体を格納庫と記録／再生
   装置間で搬送する搬送装置を有する記憶装置において、
   予備装置は予備記録媒体を常時装填した状態にしてお
   き、可搬記録媒体の障害時に、予備可搬記録媒体を装填
   した予備装置を復旧に使用することを特徴とする記憶装
   置および障害復旧手段。
2. 【請求項２】請求項１記載の障害復旧手段は、障害の発
   生した可搬記録媒体に読み出し可能な範囲が存在する場
   合、読み出し可能な範囲から内容を読み出して予備可搬
   記録媒体へ複写することで、障害の発生した可搬記録媒
   体の内容を再構成することを特徴とする障害復旧手段。
3. 【請求項３】請求項１記載の記憶装置に加え、1 つの可
   搬記録媒体と同量以上の容量を持つ補助記憶装置を有す
   る記憶装置システムにおいて、可搬媒体の障害時に、該
   記憶装置に障害の発生した可搬記録媒体の内容を、補助
   記憶装置に再構成することを特徴とする記憶装置および
   障害復旧手段。
4. 【請求項４】請求項３記載の障害復旧手段は、障害の発
   生した可搬記録媒体に読み出し可能な範囲が存在する場
   合、読み出し可能な範囲から内容を読み出して補助記憶
   装置へ複写して、障害の発生した可搬記録媒体の内容を
   再構成することを特徴とする障害復旧手段。