JP2003167690A - ディスクアレイ装置及び同装置におけるデータ復旧方法 - Google Patents
ディスクアレイ装置及び同装置におけるデータ復旧方法Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】ＯＳやファイルシステム、ディバイスドライバ
等に変更を加えることなく、ディスクアレイ内のディス
ク装置の故障時における当該ディスクアレイの再構築に
必要なデータ復旧に要する時間を短縮できるようにす
る。 【解決手段】制御装置１は、アドレス変換テーブル７を
利用して、ホストコンピュータ１０により使用されてい
る有効な論理ブロックの論理アドレスを検索し、その有
効な論理アドレスに対応する物理アドレスの物理ブロッ
クが含まれる物理ストライプ中の故障ディスク装置以外
の各ディスク装置上に存在するストライプユニットのみ
をディスクアレイ２から読み込んで、そのストライプか
ら故障ディスク装置のデータを復旧して当該故障ディス
ク装置に代えて用いられる予備ディスク装置２４に書き
込む。
等に変更を加えることなく、ディスクアレイ内のディス
ク装置の故障時における当該ディスクアレイの再構築に
必要なデータ復旧に要する時間を短縮できるようにす
る。 【解決手段】制御装置１は、アドレス変換テーブル７を
利用して、ホストコンピュータ１０により使用されてい
る有効な論理ブロックの論理アドレスを検索し、その有
効な論理アドレスに対応する物理アドレスの物理ブロッ
クが含まれる物理ストライプ中の故障ディスク装置以外
の各ディスク装置上に存在するストライプユニットのみ
をディスクアレイ２から読み込んで、そのストライプか
ら故障ディスク装置のデータを復旧して当該故障ディス
ク装置に代えて用いられる予備ディスク装置２４に書き
込む。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、複数のディスク装
置から構成されるディスクアレイを備えたディスクアレ
イ装置に係り、特に、ディスクアレイを構成するディス
ク装置に障害が発生したときのデータ復旧に好適なディ
スクアレイ装置及び同装置におけるデータ復旧方法に関
する。
置から構成されるディスクアレイを備えたディスクアレ
イ装置に係り、特に、ディスクアレイを構成するディス
ク装置に障害が発生したときのデータ復旧に好適なディ
スクアレイ装置及び同装置におけるデータ復旧方法に関
する。
【０００２】
【従来の技術】従来から、複数のディスク装置から構成
されるＲＡＩＤ（Redundant Array ofInexpensive Disk
s，Redundant Array of Independent Disks）に代表さ
れるディスクアレイを備えたディスクアレイ装置が種々
開発されている。ディスクアレイは、物理ストライプ単
位にアクセスされるのが一般的である。
されるＲＡＩＤ（Redundant Array ofInexpensive Disk
s，Redundant Array of Independent Disks）に代表さ
れるディスクアレイを備えたディスクアレイ装置が種々
開発されている。ディスクアレイは、物理ストライプ単
位にアクセスされるのが一般的である。
【０００３】ディスクアレイ装置への高速な書き込み方
法として、米国特許第６，２１９，７５２号公報または
米国特許第６，２３３，６４８号公報（以下、先行技術
文献と称する）に開示されているように、ホストコンピ
ュータからの更新（書き込み）要求に対して本来更新さ
れるべき旧データの領域の内容を書き換えるのではな
く、更新データを溜めておき、ディスクアレイを構成す
る各ディスク装置内の予め用意した別の空き領域にまと
めて書き込む（遅延書き込みを適用した）方法が提案さ
れている。
法として、米国特許第６，２１９，７５２号公報または
米国特許第６，２３３，６４８号公報（以下、先行技術
文献と称する）に開示されているように、ホストコンピ
ュータからの更新（書き込み）要求に対して本来更新さ
れるべき旧データの領域の内容を書き換えるのではな
く、更新データを溜めておき、ディスクアレイを構成す
る各ディスク装置内の予め用意した別の空き領域にまと
めて書き込む（遅延書き込みを適用した）方法が提案さ
れている。
【０００４】通常、ディスクアレイを構成する複数のデ
ィスク装置のいずれか１つに使用不可能となるような故
障（障害）が発生した場合、正常な置換ディスク装置
（予備ディスク装置）を使用してディスクアレイを再構
築する必要がある。この再構築を可能とするために、デ
ィスクアレイはＲＡＩＤ等で知られている冗長化ディス
ク構成を適用するのが一般的である。したがって、冗長
化ディスク構成のディスクアレイでは、ディスク装置が
故障した場合。その冗長化ディスク構成を速やかに維持
（再構築）する必要がある。
ィスク装置のいずれか１つに使用不可能となるような故
障（障害）が発生した場合、正常な置換ディスク装置
（予備ディスク装置）を使用してディスクアレイを再構
築する必要がある。この再構築を可能とするために、デ
ィスクアレイはＲＡＩＤ等で知られている冗長化ディス
ク構成を適用するのが一般的である。したがって、冗長
化ディスク構成のディスクアレイでは、ディスク装置が
故障した場合。その冗長化ディスク構成を速やかに維持
（再構築）する必要がある。
【０００５】そこで、上記先行技術文献に開示されてい
る高速書き込み方法を適用する従来のディスクアレイ装
置では、ディスク装置に障害が発生した場合、ディスク
アレイを構成する全ての物理ストライプを読み込み論理
ブロックのデータとパリティデータを復旧し、正常な予
備ディスク装置を含む新たなディスクアレイに書き戻す
処理を実施している。
る高速書き込み方法を適用する従来のディスクアレイ装
置では、ディスク装置に障害が発生した場合、ディスク
アレイを構成する全ての物理ストライプを読み込み論理
ブロックのデータとパリティデータを復旧し、正常な予
備ディスク装置を含む新たなディスクアレイに書き戻す
処理を実施している。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】このように、上記先行
技術文献に開示されている高速書き込み方法を適用する
従来のディスクアレイ装置では、ディスクアレイを構成
するディスク装置が故障した場合、ディスクアレイを構
成する全ての物理ストライプを読み込み論理ブロックの
データとパリティデータを復旧し、正常な予備ディスク
装置を含む新たなディスクアレイに書き戻す処理を実施
することにより、ディスクアレイの冗長化ディスク構成
を再構築するようにしている。
技術文献に開示されている高速書き込み方法を適用する
従来のディスクアレイ装置では、ディスクアレイを構成
するディスク装置が故障した場合、ディスクアレイを構
成する全ての物理ストライプを読み込み論理ブロックの
データとパリティデータを復旧し、正常な予備ディスク
装置を含む新たなディスクアレイに書き戻す処理を実施
することにより、ディスクアレイの冗長化ディスク構成
を再構築するようにしている。
【０００７】しかしながら、このようなデータ復旧方法
では、データ復旧にかかる時間がディスクアレイのデー
タ容量に依存して長くなるため、今後ディスクアレイの
大容量化が一層進むことを考慮すると、問題である。
では、データ復旧にかかる時間がディスクアレイのデー
タ容量に依存して長くなるため、今後ディスクアレイの
大容量化が一層進むことを考慮すると、問題である。
【０００８】一方、ディスクアレイ装置への高速な書き
込み方法を適用するディスクアレイ装置とは異なるが、
特開平１１−２４８４９号公報に開示されているディス
クアレイ装置で適用される方法（障害復旧方法）では、
ディスクアレイ装置内の論理的なデータの有効、無効や
ディスクアレイ装置内の空領域を管理するファイル管理
テーブルであって、オペレーティングシステム（ＯＳ）
が使用するファイル管理テーブルを利用してデータ復旧
を行うようにしている。
込み方法を適用するディスクアレイ装置とは異なるが、
特開平１１−２４８４９号公報に開示されているディス
クアレイ装置で適用される方法（障害復旧方法）では、
ディスクアレイ装置内の論理的なデータの有効、無効や
ディスクアレイ装置内の空領域を管理するファイル管理
テーブルであって、オペレーティングシステム（ＯＳ）
が使用するファイル管理テーブルを利用してデータ復旧
を行うようにしている。
【０００９】このファイル管理テーブル利用の復旧方法
は、ディスクアレイ装置がＯＳに依存するため、ＯＳに
ディスクアレイ装置とＯＳとの間のインターフェースを
追加するか、ＯＳやファイルシステムの内部構造が公開
されている必要がある。更に、各ＯＳ毎にディスクアレ
イ装置を用意する必要があり、ＯＳが異なる場合のディ
スクアレイ装置間での互換性にも問題がある。
は、ディスクアレイ装置がＯＳに依存するため、ＯＳに
ディスクアレイ装置とＯＳとの間のインターフェースを
追加するか、ＯＳやファイルシステムの内部構造が公開
されている必要がある。更に、各ＯＳ毎にディスクアレ
イ装置を用意する必要があり、ＯＳが異なる場合のディ
スクアレイ装置間での互換性にも問題がある。
【００１０】本発明は上記事情を考慮してなされたもの
でその目的は、ＯＳやファイルシステム、ディバイスド
ライバ等に一切の変更を加えず、異なるＯＳ環境下にお
いてもディスクアレイ装置間での互換性を保証しなが
ら、ディスクアレイ内のディスク装置の故障時における
ディスクアレイの再構築に必要なデータ復旧に要する時
間を短縮できるディスクアレイ装置及び同装置における
データ復旧方法を提供することにある。
でその目的は、ＯＳやファイルシステム、ディバイスド
ライバ等に一切の変更を加えず、異なるＯＳ環境下にお
いてもディスクアレイ装置間での互換性を保証しなが
ら、ディスクアレイ内のディスク装置の故障時における
ディスクアレイの再構築に必要なデータ復旧に要する時
間を短縮できるディスクアレイ装置及び同装置における
データ復旧方法を提供することにある。
【００１１】
【課題を解決するための手段】本発明の第１の観点によ
れば、複数のディスク装置から構成される冗長化ディス
ク構成のディスクアレイを備え、ホストコンピュータか
らの書き込み要求の指定するデータをブロック単位に分
割して書き込みバッファに詰めて蓄積し、当該バッファ
に所定のブロック数のデータが蓄積された段階で、その
所定のブロック数のデータを含む１ストライプ分のデー
タが、上記ディスクアレイ内の上記複数のディスク装置
上の更新されるべきデータを保持している領域とは別の
空き領域内の物理的に連続する領域に書き込まれるディ
スクアレイ装置が提供される。このディスクアレイ装置
は、上記ディスクアレイを構成する複数のディスク装置
のいずれか１つが故障して、当該故障したディスク装置
（故障ディスク装置）に代えて予備のディスク装置を用
いてディスクアレイを再構築する場合に、ホストコンピ
ュータにより使用されている有効な論理ブロックの論理
アドレス（有効な論理アドレス）を当該論理ブロックが
格納されているディスクアレイの物理アドレスに変換す
るためのアドレス変換情報が設定されたアドレス変換テ
ーブルに従って検索する手段と、この検索手段により検
索された有効な論理アドレスに対応する物理アドレスの
物理ブロックが故障ディスク装置上に存在することがア
ドレス変換テーブルから判定される場合、その物理ブロ
ックを含む物理ストライプ中の故障ディスク装置以外の
各ディスク装置上に存在するストライプユニットを読み
込む手段と、この読み込み手段により読み込まれた各ス
トライプユニットから故障ディスク装置のデータをブロ
ック単位で復旧する手段と、この復旧手段により復旧さ
れたデータを上記予備ディスク装置に書き込む手段とを
備えている。
れば、複数のディスク装置から構成される冗長化ディス
ク構成のディスクアレイを備え、ホストコンピュータか
らの書き込み要求の指定するデータをブロック単位に分
割して書き込みバッファに詰めて蓄積し、当該バッファ
に所定のブロック数のデータが蓄積された段階で、その
所定のブロック数のデータを含む１ストライプ分のデー
タが、上記ディスクアレイ内の上記複数のディスク装置
上の更新されるべきデータを保持している領域とは別の
空き領域内の物理的に連続する領域に書き込まれるディ
スクアレイ装置が提供される。このディスクアレイ装置
は、上記ディスクアレイを構成する複数のディスク装置
のいずれか１つが故障して、当該故障したディスク装置
（故障ディスク装置）に代えて予備のディスク装置を用
いてディスクアレイを再構築する場合に、ホストコンピ
ュータにより使用されている有効な論理ブロックの論理
アドレス（有効な論理アドレス）を当該論理ブロックが
格納されているディスクアレイの物理アドレスに変換す
るためのアドレス変換情報が設定されたアドレス変換テ
ーブルに従って検索する手段と、この検索手段により検
索された有効な論理アドレスに対応する物理アドレスの
物理ブロックが故障ディスク装置上に存在することがア
ドレス変換テーブルから判定される場合、その物理ブロ
ックを含む物理ストライプ中の故障ディスク装置以外の
各ディスク装置上に存在するストライプユニットを読み
込む手段と、この読み込み手段により読み込まれた各ス
トライプユニットから故障ディスク装置のデータをブロ
ック単位で復旧する手段と、この復旧手段により復旧さ
れたデータを上記予備ディスク装置に書き込む手段とを
備えている。
【００１２】上記第１の観点に係るディスクアレイ装置
においては、アドレス変換テーブルを利用して、ホスト
コンピュータにより使用されている論理ブロックの論理
アドレス、つまり有効な論理ブロックの論理アドレスを
検索し、その有効な論理アドレスに対応する物理アドレ
スの物理ブロックが含まれる物理ストライプ（中の故障
していない各ディスク装置上に存在するストライプユニ
ット）のみをディスクアレイから読み込んで、そのスト
ライプからデータを復旧して予備ディスク装置に書き込
む構成を適用している。
においては、アドレス変換テーブルを利用して、ホスト
コンピュータにより使用されている論理ブロックの論理
アドレス、つまり有効な論理ブロックの論理アドレスを
検索し、その有効な論理アドレスに対応する物理アドレ
スの物理ブロックが含まれる物理ストライプ（中の故障
していない各ディスク装置上に存在するストライプユニ
ット）のみをディスクアレイから読み込んで、そのスト
ライプからデータを復旧して予備ディスク装置に書き込
む構成を適用している。
【００１３】このように第１の観点に係るディスクアレ
イ装置によれば、ホストコンピュータにより使用されて
いない無効な論理アドレスに対応する物理アドレスの物
理ブロックが含まれる物理ストライプ（中の故障してい
ない各ディスク装置上に存在するストライプユニット）
については、データ復旧のための読み込みの対象外とす
ることにより、その無効な論理アドレスに対応する物理
ストライプの読み込み処理、その読み込み処理に伴う無
効な論理アドレスに対応するデータの復旧処理、その復
旧処理に伴う無効な論理アドレスに対応する復旧された
データの書き込み処理が行われるのを防止して、ディス
クアレイのデータ復旧（ディスクアレイの再構築）に要
する時間を大幅に短縮することが可能となる。
イ装置によれば、ホストコンピュータにより使用されて
いない無効な論理アドレスに対応する物理アドレスの物
理ブロックが含まれる物理ストライプ（中の故障してい
ない各ディスク装置上に存在するストライプユニット）
については、データ復旧のための読み込みの対象外とす
ることにより、その無効な論理アドレスに対応する物理
ストライプの読み込み処理、その読み込み処理に伴う無
効な論理アドレスに対応するデータの復旧処理、その復
旧処理に伴う無効な論理アドレスに対応する復旧された
データの書き込み処理が行われるのを防止して、ディス
クアレイのデータ復旧（ディスクアレイの再構築）に要
する時間を大幅に短縮することが可能となる。
【００１４】また本発明の第２の観点に係るディスクア
レイ装置においては、上記第１の観点に係るディスクア
レイ装置におけるのと同様にしてディスクアレイ（中の
故障していない各ディスク装置）から読み込まれた、有
効な論理アドレスに対応する物理アドレスの物理ブロッ
クが含まれる物理ストライプ（中の故障していない各デ
ィスク装置上に存在するストライプユニット）から故障
ディスク装置のデータを復旧するだけでなく、その復旧
されたデータと、上記読み込まれた各ストライプユニッ
ト中の有効なデータとを、ブロック単位で書き込みバッ
ファに書き込んで蓄積し、この書き込みバッファに蓄積
されたデータを含む１ストライプ分のデータが揃う毎
に、当該１ストライプ分のデータを、予備のディスク装
置を含む新たなディスクアレイを構成する各ディスク装
置上の更新されるべきデータを保持している領域とは別
の空き領域内の物理的に連続する領域に構成としたこと
を特徴とする。
レイ装置においては、上記第１の観点に係るディスクア
レイ装置におけるのと同様にしてディスクアレイ（中の
故障していない各ディスク装置）から読み込まれた、有
効な論理アドレスに対応する物理アドレスの物理ブロッ
クが含まれる物理ストライプ（中の故障していない各デ
ィスク装置上に存在するストライプユニット）から故障
ディスク装置のデータを復旧するだけでなく、その復旧
されたデータと、上記読み込まれた各ストライプユニッ
ト中の有効なデータとを、ブロック単位で書き込みバッ
ファに書き込んで蓄積し、この書き込みバッファに蓄積
されたデータを含む１ストライプ分のデータが揃う毎
に、当該１ストライプ分のデータを、予備のディスク装
置を含む新たなディスクアレイを構成する各ディスク装
置上の更新されるべきデータを保持している領域とは別
の空き領域内の物理的に連続する領域に構成としたこと
を特徴とする。
【００１５】このように、第２の観点に係るディスクア
レイ装置によれば、ホストコンピュータにとって無効な
論理アドレスに対応する物理ブロックが含まれる物理ス
トライプ（中の故障していない各ディスク装置上に存在
するストライプユニット）について、データ復旧のため
の読み込みの対象外とすることにより、ディスクアレイ
のデータ復旧に要する時間を大幅に短縮するだけでな
く、復旧されたデータと、データ復旧のために読み込ま
れた物理ストライプ中の故障していない各ディスク装置
上に存在するストライプユニットに含まれている有効な
データ（有効な論理アドレスのデータ）とを利用して１
ストライプ分のデータが揃えられる毎に新たなディスク
アレイの空き領域に書き込むことにより、即ち故障ディ
スク装置の有効なデータの復旧と同時にディスクアレイ
における有効なデータの詰め替えを行うことで、データ
復元後に改めてデータ詰め替え処理を行うことなくディ
スクアレイの空き領域を増やすことが可能となる。
レイ装置によれば、ホストコンピュータにとって無効な
論理アドレスに対応する物理ブロックが含まれる物理ス
トライプ（中の故障していない各ディスク装置上に存在
するストライプユニット）について、データ復旧のため
の読み込みの対象外とすることにより、ディスクアレイ
のデータ復旧に要する時間を大幅に短縮するだけでな
く、復旧されたデータと、データ復旧のために読み込ま
れた物理ストライプ中の故障していない各ディスク装置
上に存在するストライプユニットに含まれている有効な
データ（有効な論理アドレスのデータ）とを利用して１
ストライプ分のデータが揃えられる毎に新たなディスク
アレイの空き領域に書き込むことにより、即ち故障ディ
スク装置の有効なデータの復旧と同時にディスクアレイ
における有効なデータの詰め替えを行うことで、データ
復元後に改めてデータ詰め替え処理を行うことなくディ
スクアレイの空き領域を増やすことが可能となる。
【００１６】本発明の第３の観点に係るディスクアレイ
装置は、上記第２の観点に係るディスクアレイ装置にお
ける上記第１の検索手段に、次の検索機能、即ち有効な
論理アドレスを当該論理アドレスの順番に検索する機能
を持たせたことを特徴とする。
装置は、上記第２の観点に係るディスクアレイ装置にお
ける上記第１の検索手段に、次の検索機能、即ち有効な
論理アドレスを当該論理アドレスの順番に検索する機能
を持たせたことを特徴とする。
【００１７】このように、有効な論理アドレスを当該論
理アドレスの順番に検索することにより、有効な論理ア
ドレスが当該論理アドレスの順番に処理されるため、復
旧されたデータと、データ復旧のために読み込まれた物
理ストライプ中の故障していない各ディスク装置上に存
在するストライプユニットに含まれている有効なデータ
とを、少なくとも同一ストライプ内では、新たなディス
クアレイ上に論理アドレス順で且つ物理アドレス順に再
配置することが可能となる。つまり本発明の第３の観点
に係るディスクアレイ装置によれば、ディスクアレイの
データ復旧に要する時間を短縮できるだけでなく、デー
タ復元後に改めてデフラグメンテーション処理を行うこ
となく、有効な論理ブロックを、少なくとも対応するス
トライプ内では、ディスクアレイ上の論理的にも物理的
にも連続する位置に再配置することができる。
理アドレスの順番に検索することにより、有効な論理ア
ドレスが当該論理アドレスの順番に処理されるため、復
旧されたデータと、データ復旧のために読み込まれた物
理ストライプ中の故障していない各ディスク装置上に存
在するストライプユニットに含まれている有効なデータ
とを、少なくとも同一ストライプ内では、新たなディス
クアレイ上に論理アドレス順で且つ物理アドレス順に再
配置することが可能となる。つまり本発明の第３の観点
に係るディスクアレイ装置によれば、ディスクアレイの
データ復旧に要する時間を短縮できるだけでなく、デー
タ復元後に改めてデフラグメンテーション処理を行うこ
となく、有効な論理ブロックを、少なくとも対応するス
トライプ内では、ディスクアレイ上の論理的にも物理的
にも連続する位置に再配置することができる。
【００１８】なお、以上のディスクアレイ装置に係る本
発明は、ディスクアレイを制御する制御装置（ディスク
アレイコントローラ）に係る発明としても、ディスクア
レイを構成する複数のディスク装置のいずれか１つが故
障した場合に、当該発明に相当する手順を実行すること
によりディスクアレイのデータを復旧する方法（データ
復旧方法）に係る発明としても成立する。
発明は、ディスクアレイを制御する制御装置（ディスク
アレイコントローラ）に係る発明としても、ディスクア
レイを構成する複数のディスク装置のいずれか１つが故
障した場合に、当該発明に相当する手順を実行すること
によりディスクアレイのデータを復旧する方法（データ
復旧方法）に係る発明としても成立する。
【００１９】また、本発明は、コンピュータに当該発明
に相当する手順を実行させるための（或いはコンピュー
タを当該発明に相当する各手段として機能させるため
の、或いはコンピュータに当該発明に相当する機能を実
現させるための）プログラムに係る発明としても成立す
る。
に相当する手順を実行させるための（或いはコンピュー
タを当該発明に相当する各手段として機能させるため
の、或いはコンピュータに当該発明に相当する機能を実
現させるための）プログラムに係る発明としても成立す
る。
【００２０】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につき
図面を参照して説明する。図１は本発明の一実施形態に
係るディスクアレイ装置を備えたコンピュータシステム
の構成を示すブロック図である。
図面を参照して説明する。図１は本発明の一実施形態に
係るディスクアレイ装置を備えたコンピュータシステム
の構成を示すブロック図である。
【００２１】図１において、ディスクアレイ装置は、制
御装置１と、当該制御装置１に接続されたディスクアレ
イ２と、当該制御装置１に接続された不揮発性メモリ３
とから構成される。
御装置１と、当該制御装置１に接続されたディスクアレ
イ２と、当該制御装置１に接続された不揮発性メモリ３
とから構成される。
【００２２】ディスクアレイ２は、複数のディスク装
置、例えば３台のディスク装置２１，２２，２３から構
成される。ディスクアレイ２は、ディスク装置２１，２
２，２３のいずれか１台が故障しても、その故障したデ
ィスク装置のデータの復旧（復元）が可能なように、冗
長化ディスク構成を適用している。ここでは、説明を簡
略化するために、ディスクアレイ２がＲＡＩＤ４の冗長
化ディスク構成を適用しており、ディスク装置２１〜２
３のうちの特定の１台、例えばディスク装置２３がパリ
ティデータを格納するパリティ用ディスク装置として割
り当てられているものとする。ディスクアレイ２は、デ
ィスク装置２１〜２３のいずれか１台が故障した場合
に、その故障したディスク装置に代えて使用される予備
ディスク装置（置換ディスク装置）２４を含む。この予
備ディスク装置２４は、ディスク装置２１〜２３が稼動
中は、論理的にはディスクアレイ２から切り離されてい
る。なお、予備ディスク装置２４が、ディスク装置２１
〜２３のいずれか１台が故障した場合に、ディスクアレ
イ２に組み込み使用されるものであっても構わない。
置、例えば３台のディスク装置２１，２２，２３から構
成される。ディスクアレイ２は、ディスク装置２１，２
２，２３のいずれか１台が故障しても、その故障したデ
ィスク装置のデータの復旧（復元）が可能なように、冗
長化ディスク構成を適用している。ここでは、説明を簡
略化するために、ディスクアレイ２がＲＡＩＤ４の冗長
化ディスク構成を適用しており、ディスク装置２１〜２
３のうちの特定の１台、例えばディスク装置２３がパリ
ティデータを格納するパリティ用ディスク装置として割
り当てられているものとする。ディスクアレイ２は、デ
ィスク装置２１〜２３のいずれか１台が故障した場合
に、その故障したディスク装置に代えて使用される予備
ディスク装置（置換ディスク装置）２４を含む。この予
備ディスク装置２４は、ディスク装置２１〜２３が稼動
中は、論理的にはディスクアレイ２から切り離されてい
る。なお、予備ディスク装置２４が、ディスク装置２１
〜２３のいずれか１台が故障した場合に、ディスクアレ
イ２に組み込み使用されるものであっても構わない。
【００２３】制御装置１は、ディスクアレイ２を制御す
るコントローラ（ディスクアレイコントローラ）であ
り、ホストコンピュータ１０と接続されている。ディス
クアレイ２は、ホストコンピュータ１０からは１つの論
理的なディスク装置としてみえる。ホストコンピュータ
１０と制御装置１とのインターフェースには、例えばＳ
ＣＳＩ（Small Computer System Interface）、或いは
ＰＣＩバス（PeripheralComponent Interconnect Bus）
等が適用可能である。
るコントローラ（ディスクアレイコントローラ）であ
り、ホストコンピュータ１０と接続されている。ディス
クアレイ２は、ホストコンピュータ１０からは１つの論
理的なディスク装置としてみえる。ホストコンピュータ
１０と制御装置１とのインターフェースには、例えばＳ
ＣＳＩ（Small Computer System Interface）、或いは
ＰＣＩバス（PeripheralComponent Interconnect Bus）
等が適用可能である。
【００２４】なお、本実施形態では、図１に示す構成を
中心として説明するが、当該技術分野に属する熟練者に
とって、それらの詳しい細部の説明がなくても、図１に
示す構成から派生する他のコンピュータシステムの構成
であっても、本発明を実施できることは明らかである。
例えば、制御装置１を実現するのに、特開２０００−１
０７３８号公報の第２５頁右欄の段落００４２〜００４
５に記載されたディスクアレイコントローラの実現方法
を適用することも可能である。
中心として説明するが、当該技術分野に属する熟練者に
とって、それらの詳しい細部の説明がなくても、図１に
示す構成から派生する他のコンピュータシステムの構成
であっても、本発明を実施できることは明らかである。
例えば、制御装置１を実現するのに、特開２０００−１
０７３８号公報の第２５頁右欄の段落００４２〜００４
５に記載されたディスクアレイコントローラの実現方法
を適用することも可能である。
【００２５】ここで、図１の構成の詳細な説明の前に、
本実施形態の説明で用いる用語について説明する。 ａ）論理ブロック 論理ブロックとは、ホストコンピュータ１０からみたデ
ータブロック、更に詳細に述べるならば、ホストコンピ
ュータ１０からみたディスクアレイ２における論理的な
ディスク領域上のデータブロックを示す。 ｂ）物理ブロック 物理ブロックとは、ディスクアレイ２上の物理的なブロ
ック、更に詳細に述べるならば、ディスクアレイ２にお
ける物理的なディスク領域上のデータブロックを示す。
データブロック（論理ブロック、物理ブロック）のサイ
ズは予め定められており、一定である。
本実施形態の説明で用いる用語について説明する。 ａ）論理ブロック 論理ブロックとは、ホストコンピュータ１０からみたデ
ータブロック、更に詳細に述べるならば、ホストコンピ
ュータ１０からみたディスクアレイ２における論理的な
ディスク領域上のデータブロックを示す。 ｂ）物理ブロック 物理ブロックとは、ディスクアレイ２上の物理的なブロ
ック、更に詳細に述べるならば、ディスクアレイ２にお
ける物理的なディスク領域上のデータブロックを示す。
データブロック（論理ブロック、物理ブロック）のサイ
ズは予め定められており、一定である。
【００２６】ｃ）論理アドレス
論理アドレスとは、ホストコンピュータ１０からみたデ
ィスクアレイ（ディスク装置）２上のデータアドレスを
示す。ここでは、論理アドレスは、ディスクアレイ２に
おける論理的なディスク領域上のデータブロックの位
置、つまり論理ブロックの位置を示す論理ブロックアド
レスとして用いられる。
ィスクアレイ（ディスク装置）２上のデータアドレスを
示す。ここでは、論理アドレスは、ディスクアレイ２に
おける論理的なディスク領域上のデータブロックの位
置、つまり論理ブロックの位置を示す論理ブロックアド
レスとして用いられる。
【００２７】ｄ）物理アドレス
物理アドレスとは、ディスクアレイ２上のデータ（デー
タブロック）の物理的位置を示すために使用する。ここ
では、物理アドレスは、ディスクアレイ２（を構成する
ディスク装置）上のデータブロックの物理的位置、つま
り物理ブロックの位置を示す物理ブロックアドレスであ
り、後述する物理ストライプ番号と物理ブロック番号と
から構成される。
タブロック）の物理的位置を示すために使用する。ここ
では、物理アドレスは、ディスクアレイ２（を構成する
ディスク装置）上のデータブロックの物理的位置、つま
り物理ブロックの位置を示す物理ブロックアドレスであ
り、後述する物理ストライプ番号と物理ブロック番号と
から構成される。
【００２８】ｅ）論理アドレスタグ
論理アドレスタグとは、各論理ブロックに対する論理ア
ドレスとタイムスタンプからなる情報群を示す。 ｆ）パリティブロック パリティブロックとは、複数の論理ブロックに対応する
冗長データを格納するためのデータブロックを意味す
る。 ｇ）論理アドレスタグブロック 論理アドレスタグブロックとは、論理アドレスタグから
ならデータブロックを意味する。
ドレスとタイムスタンプからなる情報群を示す。 ｆ）パリティブロック パリティブロックとは、複数の論理ブロックに対応する
冗長データを格納するためのデータブロックを意味す
る。 ｇ）論理アドレスタグブロック 論理アドレスタグブロックとは、論理アドレスタグから
ならデータブロックを意味する。
【００２９】ｈ）論理ブロック番号
論理ブロック番号とは、ホストコンピュータからみたデ
ィスクアレイ２上のデータブロックの番号を示す。 ｉ）物理ブロック番号 物理ブロック番号とは、ディスクアレイ２上の物理スト
ライプ内のデータブロックの相対位置を示す番号であ
り、ディスクアレイ２を構成するディスク装置に固有の
番号である。
ィスクアレイ２上のデータブロックの番号を示す。 ｉ）物理ブロック番号 物理ブロック番号とは、ディスクアレイ２上の物理スト
ライプ内のデータブロックの相対位置を示す番号であ
り、ディスクアレイ２を構成するディスク装置に固有の
番号である。
【００３０】制御装置１は、ＲＯＭ等の記憶装置（図示
せず）に予め格納されている制御プログラムに従ってデ
ィスクアレイ２を制御する他に、書き込みバッファ６及
びアドレス変換テーブル７を管理する。書き込みバッフ
ァ６及びアドレス変換テーブルは、書き換えが可能な不
揮発性メモリ３に配置される。
せず）に予め格納されている制御プログラムに従ってデ
ィスクアレイ２を制御する他に、書き込みバッファ６及
びアドレス変換テーブル７を管理する。書き込みバッフ
ァ６及びアドレス変換テーブルは、書き換えが可能な不
揮発性メモリ３に配置される。
【００３１】ディスクアレイ２を構成する各ディスク装
置２１〜２３は、それぞれデータブロックのサイズ（ブ
ロックサイズ）の整数倍（ここでは、Ｋ倍とする、但し
Ｋは１以上の整数）である予め決められた単位、つまり
Ｋブロック単位（以下、ストライプユニットと称する）
で書き込みを行う。このとき、ディスク装置２１〜２３
の物理的に同じ位置のストライプユニットは、１つの物
理ストライプを構成するストライプユニットとして、同
じタイミングで書き込みが行われる。明らかなように、
ディスクアレイ２を構成するディスク装置が３台である
本実施形態では、１ストライプは３ストライプユニット
から構成される。もし、ディスクアレイ２を構成するデ
ィスク装置がＮ＋１台（Ｎは２以上の整数であり、図１
の例ではＮ＝２）、１ストライプユニットのサイズがブ
ロックサイズのＫ倍であるものとすると、１ストライプ
は（Ｎ＋１）×Ｋ個のデータブロック、更に詳細に述べ
るならば、Ｎ×Ｋ−１個の論理ブロック、１個の論理ア
ドレスタグブロック、及びＫ個のパリティブロックから
構成される。
置２１〜２３は、それぞれデータブロックのサイズ（ブ
ロックサイズ）の整数倍（ここでは、Ｋ倍とする、但し
Ｋは１以上の整数）である予め決められた単位、つまり
Ｋブロック単位（以下、ストライプユニットと称する）
で書き込みを行う。このとき、ディスク装置２１〜２３
の物理的に同じ位置のストライプユニットは、１つの物
理ストライプを構成するストライプユニットとして、同
じタイミングで書き込みが行われる。明らかなように、
ディスクアレイ２を構成するディスク装置が３台である
本実施形態では、１ストライプは３ストライプユニット
から構成される。もし、ディスクアレイ２を構成するデ
ィスク装置がＮ＋１台（Ｎは２以上の整数であり、図１
の例ではＮ＝２）、１ストライプユニットのサイズがブ
ロックサイズのＫ倍であるものとすると、１ストライプ
は（Ｎ＋１）×Ｋ個のデータブロック、更に詳細に述べ
るならば、Ｎ×Ｋ−１個の論理ブロック、１個の論理ア
ドレスタグブロック、及びＫ個のパリティブロックから
構成される。
【００３２】制御装置１は、従来の技術の欄で述べたの
と同様の高速書き込み方法を適用している。即ち制御装
置１は、ホストコンピュータからの更新（書き込み）要
求に対してディスクアレイ２内の対応する旧データの領
域の内容を書き換えるのではなく、更新データを書き込
みバッファ６の空き領域にブロック単位に分割して詰め
て書き込んで蓄積しておく。この書き込みバッファ６
は、１ストライプ−１ストライプユニット分、即ちＮ×
Ｋデータブロック分の記憶容量を有している。
と同様の高速書き込み方法を適用している。即ち制御装
置１は、ホストコンピュータからの更新（書き込み）要
求に対してディスクアレイ２内の対応する旧データの領
域の内容を書き換えるのではなく、更新データを書き込
みバッファ６の空き領域にブロック単位に分割して詰め
て書き込んで蓄積しておく。この書き込みバッファ６
は、１ストライプ−１ストライプユニット分、即ちＮ×
Ｋデータブロック分の記憶容量を有している。
【００３３】制御装置１は、１ストライプ分に１ストラ
イプユニット＋１データブロック少ない数まで、書き込
みバッファ６にデータブロックが蓄積された時点で、論
理アドレスタグとタイムスタンプから構成される論理ア
ドレスタグブロックを生成して当該書き込みバッファ６
上に格納する。そして制御装置１は、生成した論理アド
レスタグブロックが加えられた、書き込みバッファ６上
の１ストライプ−１ストライプユニット分のデータ（Ｎ
×Ｋ個のデータブロック）から、１ストライプユニット
分のパリティデータ（Ｋ個のパリティブロック）を生成
し、その１ストライプ−１ストライプユニット分のデー
タに１ストライプユニット分のパリティデータを加えた
（（Ｎ＋１）×Ｋ個のブロックからなる）１ストライプ
分のデータを、ディスクアレイ２を構成するＮ＋１台の
ディスク装置（Ｎ＝２の図１の例では、３台のディスク
装置２１〜２３）上の更新されるべきデータを保持して
いる領域とは別の空き領域に、一括して書き込む動作を
開始する。
イプユニット＋１データブロック少ない数まで、書き込
みバッファ６にデータブロックが蓄積された時点で、論
理アドレスタグとタイムスタンプから構成される論理ア
ドレスタグブロックを生成して当該書き込みバッファ６
上に格納する。そして制御装置１は、生成した論理アド
レスタグブロックが加えられた、書き込みバッファ６上
の１ストライプ−１ストライプユニット分のデータ（Ｎ
×Ｋ個のデータブロック）から、１ストライプユニット
分のパリティデータ（Ｋ個のパリティブロック）を生成
し、その１ストライプ−１ストライプユニット分のデー
タに１ストライプユニット分のパリティデータを加えた
（（Ｎ＋１）×Ｋ個のブロックからなる）１ストライプ
分のデータを、ディスクアレイ２を構成するＮ＋１台の
ディスク装置（Ｎ＝２の図１の例では、３台のディスク
装置２１〜２３）上の更新されるべきデータを保持して
いる領域とは別の空き領域に、一括して書き込む動作を
開始する。
【００３４】この制御装置１により用意された１ストラ
イプ分のデータの例（Ｋ＝３の場合）と、当該１ストラ
イプ分のデータがディスクアレイ２内のディスク装置２
１〜２３に書き込まれる様子を図２に示す。図２の例で
は、論理アドレスＬ３，Ｌ７，Ｌ１１の論理ブロック
（Ｌ３Ｄａｔａ，Ｌ７Ｄａｔａ，Ｌ１１Ｄａｔａ）から
なるストライプユニットと、論理アドレスＬ１００，Ｌ
１の論理ブロック（Ｌ１００Ｄａｔａ，Ｌ１Ｄａｔａ）
及び論理アドレスタグブロック（ＬＡ−ＴＡＧ）からな
るストライプユニットと、論理アドレスＬ３，Ｌ１００
の論理ブロックに対するパリティブロックＰ０、論理ア
ドレスＬ７，Ｌ１の論理ブロックに対するパリティブロ
ックＰ１及び論理アドレスＬ１１の論理ブロックと論理
アドレスタグブロックに対するパリティブロックＰ２か
らなるストライプユニットとが、それぞれディスク装置
２１，２２，２３の空き領域に、データＤ１，Ｄ２，Ｐ
として一括して書き込まれる様子が示されている。この
例では、パリティブロックＰ０は論理アドレスＬ３，Ｌ
１００の論理ブロックの間の排他的論理和（ＸＯＲ）演
算により生成され、パリティブロックＰ１は論理アドレ
スＬ７，Ｌ１の論理ブロックの間の排他的論理和演算に
より生成される。また、パリティブロックＰ２は論理ア
ドレスＬ１の論理ブロックと論理アドレスタグブロック
との間の排他的論理和演算により生成される。
イプ分のデータの例（Ｋ＝３の場合）と、当該１ストラ
イプ分のデータがディスクアレイ２内のディスク装置２
１〜２３に書き込まれる様子を図２に示す。図２の例で
は、論理アドレスＬ３，Ｌ７，Ｌ１１の論理ブロック
（Ｌ３Ｄａｔａ，Ｌ７Ｄａｔａ，Ｌ１１Ｄａｔａ）から
なるストライプユニットと、論理アドレスＬ１００，Ｌ
１の論理ブロック（Ｌ１００Ｄａｔａ，Ｌ１Ｄａｔａ）
及び論理アドレスタグブロック（ＬＡ−ＴＡＧ）からな
るストライプユニットと、論理アドレスＬ３，Ｌ１００
の論理ブロックに対するパリティブロックＰ０、論理ア
ドレスＬ７，Ｌ１の論理ブロックに対するパリティブロ
ックＰ１及び論理アドレスＬ１１の論理ブロックと論理
アドレスタグブロックに対するパリティブロックＰ２か
らなるストライプユニットとが、それぞれディスク装置
２１，２２，２３の空き領域に、データＤ１，Ｄ２，Ｐ
として一括して書き込まれる様子が示されている。この
例では、パリティブロックＰ０は論理アドレスＬ３，Ｌ
１００の論理ブロックの間の排他的論理和（ＸＯＲ）演
算により生成され、パリティブロックＰ１は論理アドレ
スＬ７，Ｌ１の論理ブロックの間の排他的論理和演算に
より生成される。また、パリティブロックＰ２は論理ア
ドレスＬ１の論理ブロックと論理アドレスタグブロック
との間の排他的論理和演算により生成される。
【００３５】不揮発性メモリ３に配置（格納）されてい
るアドレス変換テーブル７は、ホストコンピュータ１０
からみたディスクアレイ（ディスク装置）２上のデータ
アドレス（データブロックアドレス）、つまり論理アド
レス（論理ブロックアドレス）を、ディスクアレイ２に
おける物理的なデータ（データブロック）の位置を示す
アドレス、つまり物理アドレス（物理ブロックアドレ
ス）に変換するのに用いられる変換マップである。
るアドレス変換テーブル７は、ホストコンピュータ１０
からみたディスクアレイ（ディスク装置）２上のデータ
アドレス（データブロックアドレス）、つまり論理アド
レス（論理ブロックアドレス）を、ディスクアレイ２に
おける物理的なデータ（データブロック）の位置を示す
アドレス、つまり物理アドレス（物理ブロックアドレ
ス）に変換するのに用いられる変換マップである。
【００３６】アドレス変換テーブル７のデータ構造例を
図３に示す。図３の例では、アドレス変換テーブル７の
各エントリは、それぞれ固有の論理アドレスに対応して
いる。ここでは、アドレス変換テーブル７を参照する場
合の効率を考慮して、当該テーブル７のｉ番目のエント
リを、論理アドレスｉ（論理ブロックｉの論理アドレ
ス）に対応させている。アドレス変換テーブル７のエン
トリ数は、ホストコンピュータ１０からみえる全論理ア
ドレスの数に一致する。
図３に示す。図３の例では、アドレス変換テーブル７の
各エントリは、それぞれ固有の論理アドレスに対応して
いる。ここでは、アドレス変換テーブル７を参照する場
合の効率を考慮して、当該テーブル７のｉ番目のエント
リを、論理アドレスｉ（論理ブロックｉの論理アドレ
ス）に対応させている。アドレス変換テーブル７のエン
トリ数は、ホストコンピュータ１０からみえる全論理ア
ドレスの数に一致する。
【００３７】アドレス変換テーブル７の各エントリの情
報（アドレス変換情報）は、論理アドレス（論理ブロッ
クアドレス）と、当該論理アドレス（論理ブロックアド
レス）で示される論理ブロックが割り当てられるディス
クアレイ２（における物理的なディスク領域）上の物理
ブロックを含む物理ストライプを示す物理ストライプ番
号と、その物理ストライプ内の当該物理ブロックの相対
位置を示す物理ブロック番号と、当該論理アドレスのデ
ータブロックがディスクアレイ２に書き込まれた時間的
順序を管理するためのタイムスタンプと、当該論理アド
レスの論理ブロックのデータ復旧処理が済んでいるか否
かを示すフラグ（復旧フラグ）の各項目（フィールド）
から構成される。なお、本実施形態のように、アドレス
変換テーブル７のｉ番目のエントリを論理アドレスｉに
対応させる場合、当該論理アドレスｉから対応するｉ番
目のエントリを参照可能であることから、当該エントリ
中に必ずしも論理アドレスの項目を用意する必要はな
い。但し、後述する第２の変形例で使用される、有効な
論理アドレスの順にソートされた復旧処理用アドレス変
換テーブルでは、各エントリ中に論理アドレスの項目を
用意する必要がある。
報（アドレス変換情報）は、論理アドレス（論理ブロッ
クアドレス）と、当該論理アドレス（論理ブロックアド
レス）で示される論理ブロックが割り当てられるディス
クアレイ２（における物理的なディスク領域）上の物理
ブロックを含む物理ストライプを示す物理ストライプ番
号と、その物理ストライプ内の当該物理ブロックの相対
位置を示す物理ブロック番号と、当該論理アドレスのデ
ータブロックがディスクアレイ２に書き込まれた時間的
順序を管理するためのタイムスタンプと、当該論理アド
レスの論理ブロックのデータ復旧処理が済んでいるか否
かを示すフラグ（復旧フラグ）の各項目（フィールド）
から構成される。なお、本実施形態のように、アドレス
変換テーブル７のｉ番目のエントリを論理アドレスｉに
対応させる場合、当該論理アドレスｉから対応するｉ番
目のエントリを参照可能であることから、当該エントリ
中に必ずしも論理アドレスの項目を用意する必要はな
い。但し、後述する第２の変形例で使用される、有効な
論理アドレスの順にソートされた復旧処理用アドレス変
換テーブルでは、各エントリ中に論理アドレスの項目を
用意する必要がある。
【００３８】アドレス変換テーブル７が不揮発性メモリ
３上に配置（生成）された初期状態では、当該アドレス
変換テーブル７の各エントリの論理アドレスの項目にだ
け有効なデータ（論理アドレス）が設定され、他の項目
にはＮＵＬＬが設定されている。この論理アドレス以外
の各項目にＮＵＬＬが設定されている、アドレス変換テ
ーブル７のエントリに対応する論理アドレス（図３の例
では論理アドレスＬｉ）は、ホストコンピュータ１０か
ら使用されていない無効な論理ブロックの論理アドレス
を示す。また、論理アドレス以外の各項目にＮＵＬＬ以
外のデータが設定されている、アドレス変換テーブル７
のエントリに対応する論理アドレス（図３の例では論理
アドレスＬ０，Ｌ１，Ｌ２）は、ホストコンピュータ１
０から使用されている有効な論理ブロックの論理アドレ
スを示す。なお以下では、説明の簡略化のために、単に
無効な論理アドレス、有効な論理アドレス、或いは論理
アドレスが有効、論理アドレスが無効であると表現する
こともある。
３上に配置（生成）された初期状態では、当該アドレス
変換テーブル７の各エントリの論理アドレスの項目にだ
け有効なデータ（論理アドレス）が設定され、他の項目
にはＮＵＬＬが設定されている。この論理アドレス以外
の各項目にＮＵＬＬが設定されている、アドレス変換テ
ーブル７のエントリに対応する論理アドレス（図３の例
では論理アドレスＬｉ）は、ホストコンピュータ１０か
ら使用されていない無効な論理ブロックの論理アドレス
を示す。また、論理アドレス以外の各項目にＮＵＬＬ以
外のデータが設定されている、アドレス変換テーブル７
のエントリに対応する論理アドレス（図３の例では論理
アドレスＬ０，Ｌ１，Ｌ２）は、ホストコンピュータ１
０から使用されている有効な論理ブロックの論理アドレ
スを示す。なお以下では、説明の簡略化のために、単に
無効な論理アドレス、有効な論理アドレス、或いは論理
アドレスが有効、論理アドレスが無効であると表現する
こともある。
【００３９】制御装置１は、ホストコンピュータ１０か
らの読み込みまたは書き込み要求で指定された論理アド
レス（論理ブロックアドレス）をアドレス変換テーブル
７に従って物理ブロック番号に変換する。
らの読み込みまたは書き込み要求で指定された論理アド
レス（論理ブロックアドレス）をアドレス変換テーブル
７に従って物理ブロック番号に変換する。
【００４０】さて、図１の構成のディスクアレイ装置で
は、ディスクアレイ２を構成するディスク装置２１〜２
３のうちのいずれか１つのディスク装置が故障した場
合、予備ディスク装置２４を使用してディスクアレイ２
が再構築される。
は、ディスクアレイ２を構成するディスク装置２１〜２
３のうちのいずれか１つのディスク装置が故障した場
合、予備ディスク装置２４を使用してディスクアレイ２
が再構築される。
【００４１】図４に、図２の状態でディスク装置２１が
故障した結果、そのディスク装置２１に代えて予備ディ
スク装置２４を使用してディスクアレイ２が再構築され
た際の当該ディスクアレイ２の状態を示す。ここでは、
データＤ１，Ｄ２，Ｐから構成される物理ストライプに
着目すると、正常なディスク装置２２，２３内のデータ
Ｄ２，Ｐから、例えば当該ディスク装置２２，２３内の
同一位置のデータブロックを単位とする排他的論理和演
算により、故障したディスク装置２１内データＤ１が復
旧（復元）され、予備ディスク装置２４内の同一ストラ
イプ位置に格納される。この動作が、従来であれば、デ
ィスクアレイ２のすべての物理ストライプについて順に
行われる。これに対して本実施形態では、以下に述べる
ように、アドレス変換テーブル７を利用して、有効な論
理アドレスに対応する物理ブロックが存在する物理スト
ライプだけを対象にデータ復旧処理を行う。
故障した結果、そのディスク装置２１に代えて予備ディ
スク装置２４を使用してディスクアレイ２が再構築され
た際の当該ディスクアレイ２の状態を示す。ここでは、
データＤ１，Ｄ２，Ｐから構成される物理ストライプに
着目すると、正常なディスク装置２２，２３内のデータ
Ｄ２，Ｐから、例えば当該ディスク装置２２，２３内の
同一位置のデータブロックを単位とする排他的論理和演
算により、故障したディスク装置２１内データＤ１が復
旧（復元）され、予備ディスク装置２４内の同一ストラ
イプ位置に格納される。この動作が、従来であれば、デ
ィスクアレイ２のすべての物理ストライプについて順に
行われる。これに対して本実施形態では、以下に述べる
ように、アドレス変換テーブル７を利用して、有効な論
理アドレスに対応する物理ブロックが存在する物理スト
ライプだけを対象にデータ復旧処理を行う。
【００４２】次に、本実施形態において、ディスクアレ
イ２内のディスク装置が故障したために当該ディスクア
レイ２のデータを復旧するデータ復旧処理について、図
５のフローチャート参照して説明する。本実施形態の特
徴は、アドレス変換テーブル７を利用して、故障したデ
ィスク装置の全ての有効な論理アドレスのデータを復旧
する点にある。
イ２内のディスク装置が故障したために当該ディスクア
レイ２のデータを復旧するデータ復旧処理について、図
５のフローチャート参照して説明する。本実施形態の特
徴は、アドレス変換テーブル７を利用して、故障したデ
ィスク装置の全ての有効な論理アドレスのデータを復旧
する点にある。
【００４３】まず制御装置１は、復旧する論理ブロック
の論理アドレスを示す変数ｉの初期値として０（ｉ＝
０）を設定する（ステップＳ５０１）。
の論理アドレスを示す変数ｉの初期値として０（ｉ＝
０）を設定する（ステップＳ５０１）。
【００４４】次に制御装置１は、不揮発性メモリ３上の
アドレス変換テーブル７を参照して、論理アドレスｉが
有効か否かを判定する（ステップＳ５０２）。この判定
は、論理アドレスｉに対応するアドレス変換テーブル７
内エントリの各項目がＮＵＬＬ以外であるか否かを調べ
ることで行われる。なお、アドレス変換テーブル７内エ
ントリに、対応する論理アドレスが有効であるか或いは
無効であるかを示すフラグ（有効／無効フラグ）を設
け、当該フラグを参照することで、対応する論理アドレ
スが有効であるか否かを判定する構成であってもよい。
アドレス変換テーブル７を参照して、論理アドレスｉが
有効か否かを判定する（ステップＳ５０２）。この判定
は、論理アドレスｉに対応するアドレス変換テーブル７
内エントリの各項目がＮＵＬＬ以外であるか否かを調べ
ることで行われる。なお、アドレス変換テーブル７内エ
ントリに、対応する論理アドレスが有効であるか或いは
無効であるかを示すフラグ（有効／無効フラグ）を設
け、当該フラグを参照することで、対応する論理アドレ
スが有効であるか否かを判定する構成であってもよい。
【００４５】論理アドレスｉが有効な場合（ステップＳ
５０２のＹＥＳ）、つまりアドレス変換テーブル７から
有効な論理アドレスｉが検索できた場合、制御装置１は
当該論理アドレスｉのデータが復旧（復旧処理）済みで
あるか否かを判定する（ステップＳ５０３）。この判定
は、論理アドレスｉに対応するアドレス変換テーブル７
内のエントリ中の復旧フラグフィールドを参照すること
で行われる。
５０２のＹＥＳ）、つまりアドレス変換テーブル７から
有効な論理アドレスｉが検索できた場合、制御装置１は
当該論理アドレスｉのデータが復旧（復旧処理）済みで
あるか否かを判定する（ステップＳ５０３）。この判定
は、論理アドレスｉに対応するアドレス変換テーブル７
内のエントリ中の復旧フラグフィールドを参照すること
で行われる。
【００４６】論理アドレスｉのデータが復旧済みでなか
った場合（ステップＳ５０３のＮＯ）、制御装置１はア
ドレス変換テーブル７を参照して、その論理アドレスｉ
に対応する物理ブロック番号で示される物理ブロックが
故障したディスク装置に存在するか否かを判定する（ス
テップＳ５０４）。ここで、１つの物理ブロック番号は
１つのディスク装置に予め対応付けられている。したが
って、ステップＳ５０４の判定は、論理アドレスｉに対
応する物理ブロック番号をもとに容易に行える。この具
体例を、図２中の論理ブロックＬ３Ｄａｔａ，Ｌ７Ｄａ
ｔａ，Ｌ１１Ｄａｔａ，Ｌ１００Ｄａｔａ，Ｌ１Ｄａｔ
ａ，ＬＡ−ＴＡＧ，Ｐ０，Ｐ１，Ｐ２が割り当てられる
物理ストライプ内の物理ブロックの番号が、それぞれ
０，１，２，３，４，５，６，７，８である場合につい
て説明する。この例では、物理ブロック番号０，１，２
の物理ブロックはディスク装置２１に、物理ブロック番
号３，４，５の物理ブロックはディスク装置２２に、そ
して物理ブロック番号６，７，８の物理ブロックはディ
スク装置２３に、それぞれ存在する。したがって、ディ
スク装置２１が故障した図４の例では、物理ブロック番
号が０または１または２の場合だけ、対応する物理ブロ
ックが故障ディスク装置に存在すると判定される。
った場合（ステップＳ５０３のＮＯ）、制御装置１はア
ドレス変換テーブル７を参照して、その論理アドレスｉ
に対応する物理ブロック番号で示される物理ブロックが
故障したディスク装置に存在するか否かを判定する（ス
テップＳ５０４）。ここで、１つの物理ブロック番号は
１つのディスク装置に予め対応付けられている。したが
って、ステップＳ５０４の判定は、論理アドレスｉに対
応する物理ブロック番号をもとに容易に行える。この具
体例を、図２中の論理ブロックＬ３Ｄａｔａ，Ｌ７Ｄａ
ｔａ，Ｌ１１Ｄａｔａ，Ｌ１００Ｄａｔａ，Ｌ１Ｄａｔ
ａ，ＬＡ−ＴＡＧ，Ｐ０，Ｐ１，Ｐ２が割り当てられる
物理ストライプ内の物理ブロックの番号が、それぞれ
０，１，２，３，４，５，６，７，８である場合につい
て説明する。この例では、物理ブロック番号０，１，２
の物理ブロックはディスク装置２１に、物理ブロック番
号３，４，５の物理ブロックはディスク装置２２に、そ
して物理ブロック番号６，７，８の物理ブロックはディ
スク装置２３に、それぞれ存在する。したがって、ディ
スク装置２１が故障した図４の例では、物理ブロック番
号が０または１または２の場合だけ、対応する物理ブロ
ックが故障ディスク装置に存在すると判定される。
【００４７】論理アドレスｉに対応する物理ブロック番
号で示される物理ブロックが故障したディスク装置に存
在する場合、制御装置１は当該論理アドレスｉに対応す
るアドレス変換テーブル７内のエントリに設定されてい
る物理ストライプ番号の示す物理ストライプ、つまり論
理アドレスｉに対応する物理ブロックを含む物理ストラ
イプをディスクアレイ２から読み込む（ステップＳ５０
５）。但し、この物理ストライプ中の、故障したディス
ク装置に格納されているデータブロック（ストライプユ
ニット）は読み込まれない。したがって図４の例であれ
ば、上記ステップＳ５０５では、論理アドレスｉに対応
する（物理ブロックを含む）物理ストライプ中の、故障
していないディスク装置２２，２３に格納されているス
トライプユニットが、当該ディスク装置２２，２３から
制御装置１に読み込まれることになる。
号で示される物理ブロックが故障したディスク装置に存
在する場合、制御装置１は当該論理アドレスｉに対応す
るアドレス変換テーブル７内のエントリに設定されてい
る物理ストライプ番号の示す物理ストライプ、つまり論
理アドレスｉに対応する物理ブロックを含む物理ストラ
イプをディスクアレイ２から読み込む（ステップＳ５０
５）。但し、この物理ストライプ中の、故障したディス
ク装置に格納されているデータブロック（ストライプユ
ニット）は読み込まれない。したがって図４の例であれ
ば、上記ステップＳ５０５では、論理アドレスｉに対応
する（物理ブロックを含む）物理ストライプ中の、故障
していないディスク装置２２，２３に格納されているス
トライプユニットが、当該ディスク装置２２，２３から
制御装置１に読み込まれることになる。
【００４８】制御装置１はステップＳ５０５で論理アド
レスｉに対応する物理ストライプを読み込むと、読み込
んだ物理ストライプのデータから、故障したディスク装
置のデータブロックを復旧する（ステップＳ５０６）。
具体的には、図４の例のようにディスク装置２１が故障
した場合であれば、読み込んだ物理ストライプのデータ
であるディスク装置２３のパリティブロックと、ディス
ク装置２２のデータブロックとから、故障したディスク
装置２１のデータブロックが復旧される。例えば図２に
示す物理ストライプを読み込んだ場合であれば、パリテ
ィブロックＰ０とデータブロックＬ１００Ｄａｔａとの
排他的論理和演算からディスク装置２１のデータブロッ
クＬ３Ｄａｔａが復旧される。同様に、パリティブロッ
クＰ１とデータブロックＬ１Ｄａｔａとの排他的論理和
演算からディスク装置２１のデータブロックＬ７Ｄａｔ
ａが、パリティブロックＰ２とデータブロック（論理ア
ドレスタグブロック）ＬＡ−ＴＡＧとの排他的論理和演
算からディスク装置２１のデータブロックＬ１１Ｄａｔ
ａが、それぞれ復旧される。
レスｉに対応する物理ストライプを読み込むと、読み込
んだ物理ストライプのデータから、故障したディスク装
置のデータブロックを復旧する（ステップＳ５０６）。
具体的には、図４の例のようにディスク装置２１が故障
した場合であれば、読み込んだ物理ストライプのデータ
であるディスク装置２３のパリティブロックと、ディス
ク装置２２のデータブロックとから、故障したディスク
装置２１のデータブロックが復旧される。例えば図２に
示す物理ストライプを読み込んだ場合であれば、パリテ
ィブロックＰ０とデータブロックＬ１００Ｄａｔａとの
排他的論理和演算からディスク装置２１のデータブロッ
クＬ３Ｄａｔａが復旧される。同様に、パリティブロッ
クＰ１とデータブロックＬ１Ｄａｔａとの排他的論理和
演算からディスク装置２１のデータブロックＬ７Ｄａｔ
ａが、パリティブロックＰ２とデータブロック（論理ア
ドレスタグブロック）ＬＡ−ＴＡＧとの排他的論理和演
算からディスク装置２１のデータブロックＬ１１Ｄａｔ
ａが、それぞれ復旧される。
【００４９】次に制御装置１は、ステップＳ５０５で読
み込んだ物理ストライプに含まれる物理ブロックが割り
当てられている論理ブロックの論理アドレスの中に、有
効な論理アドレスが存在するか否かを判定する（ステッ
プＳ５０７）。この判定は、上記物理ストライプの物理
ストライプ番号によりアドレス変換テーブル７を参照し
て、当該物理ストライプ番号が設定されているエントリ
を検索することで行われる。もし、目的のエントリが検
索できたならば、そのエントリに対応する論理アドレス
が上記物理ストライプ内に存在する有効な論理アドレス
であると判定される（ステップＳ５０７のＹＥＳ）。こ
の場合、制御装置１は有効であると判定された論理アド
レスに対応するアドレス変換テーブル７内エントリ中の
復旧フラグを復旧済みを示す状態（ここでは、１が書き
込まれた状態）に設定することで、当該論理アドレス
（の論理ブロック）を復旧（復旧処理）済みとする（ス
テップＳ５０８）。制御装置１は、以上の処理（ステッ
プＳ５０８）を、物理ストライプに含まれる全ての有効
な論理アドレスについて行う（ステップＳ５０９）。つ
まり制御装置１は、ステップＳ５０５で読み込んだ物理
ストライプに含まれる物理ブロックが割り当てられてい
る論理ブロックの論理アドレスのうちの、有効な論理ブ
ロックの論理アドレスを全て探して、その論理アドレス
を復旧済みする（ステップＳ５０７〜Ｓ５０９）。この
処理により、つまり、有効な論理アドレスｉを含む物理
ストライプに含まれる全ての有効な論理アドレスについ
て、故障したディスク装置の論理ブロックの論理アドレ
スであるか否かに無関係に復旧済みとすることにより、
当該物理ストライプが復旧処理のために再度読まれる無
駄を防止できる。
み込んだ物理ストライプに含まれる物理ブロックが割り
当てられている論理ブロックの論理アドレスの中に、有
効な論理アドレスが存在するか否かを判定する（ステッ
プＳ５０７）。この判定は、上記物理ストライプの物理
ストライプ番号によりアドレス変換テーブル７を参照し
て、当該物理ストライプ番号が設定されているエントリ
を検索することで行われる。もし、目的のエントリが検
索できたならば、そのエントリに対応する論理アドレス
が上記物理ストライプ内に存在する有効な論理アドレス
であると判定される（ステップＳ５０７のＹＥＳ）。こ
の場合、制御装置１は有効であると判定された論理アド
レスに対応するアドレス変換テーブル７内エントリ中の
復旧フラグを復旧済みを示す状態（ここでは、１が書き
込まれた状態）に設定することで、当該論理アドレス
（の論理ブロック）を復旧（復旧処理）済みとする（ス
テップＳ５０８）。制御装置１は、以上の処理（ステッ
プＳ５０８）を、物理ストライプに含まれる全ての有効
な論理アドレスについて行う（ステップＳ５０９）。つ
まり制御装置１は、ステップＳ５０５で読み込んだ物理
ストライプに含まれる物理ブロックが割り当てられてい
る論理ブロックの論理アドレスのうちの、有効な論理ブ
ロックの論理アドレスを全て探して、その論理アドレス
を復旧済みする（ステップＳ５０７〜Ｓ５０９）。この
処理により、つまり、有効な論理アドレスｉを含む物理
ストライプに含まれる全ての有効な論理アドレスについ
て、故障したディスク装置の論理ブロックの論理アドレ
スであるか否かに無関係に復旧済みとすることにより、
当該物理ストライプが復旧処理のために再度読まれる無
駄を防止できる。
【００５０】制御装置１は、物理ストライプに含まれる
全ての有効な論理アドレスについて処理をすると（ステ
ップＳ５０９のＹＥＳ）、復旧したデータを予備ディス
ク２４に書き込む（ステップＳ５１０）。
全ての有効な論理アドレスについて処理をすると（ステ
ップＳ５０９のＹＥＳ）、復旧したデータを予備ディス
ク２４に書き込む（ステップＳ５１０）。
【００５１】次に制御装置１は、後続の論理アドレスを
処理するために論理アドレスｉを１加算し（ステップＳ
５１１）、その加算後のｉ（論理アドレスｉ）から、全
ての論理アドレスを処理したか否かを判定する（ステッ
プＳ５１２）。もし、未処理の論理アドレスが残ってい
るならば（ステップＳ５１２のＮＯ）、制御装置１は加
算後の論理アドレスｉについて、上記ステップＳ５０２
以降の処理を行う。
処理するために論理アドレスｉを１加算し（ステップＳ
５１１）、その加算後のｉ（論理アドレスｉ）から、全
ての論理アドレスを処理したか否かを判定する（ステッ
プＳ５１２）。もし、未処理の論理アドレスが残ってい
るならば（ステップＳ５１２のＮＯ）、制御装置１は加
算後の論理アドレスｉについて、上記ステップＳ５０２
以降の処理を行う。
【００５２】以上に述べた一連の操作を全ての論理アド
レスについて実行することで、例えば図４に示すように
ディスク装置２１が障害となった場合であれば、当該デ
ィスク装置２１のデータ（のうちの有効な論理ブロック
に対応する物理ブロックのデータ）は予備ディスク装置
２４に復旧される。
レスについて実行することで、例えば図４に示すように
ディスク装置２１が障害となった場合であれば、当該デ
ィスク装置２１のデータ（のうちの有効な論理ブロック
に対応する物理ブロックのデータ）は予備ディスク装置
２４に復旧される。
【００５３】このように本実施形態においては、アドレ
ス変換テーブル７を利用して有効な論理アドレスを抽出
し、その有効な論理アドレスに対応する物理ブロックが
故障したディスク装置に含まれる物理ストライプのみを
ディスクアレイ２から読み込んで、その物理ストライプ
から故障したディスク装置のデータを復旧するようにし
た。つまり本実施形態によれば、ホストコンピュータ１
０が使用している有効な論理アドレスに対応する物理ブ
ロックを故障したディスク装置に含まない物理ストライ
プは、データ復旧のための読み込みの対象外としたこと
により、ディスクアレイ２のデータ復元時間を大幅に短
縮することができる。
ス変換テーブル７を利用して有効な論理アドレスを抽出
し、その有効な論理アドレスに対応する物理ブロックが
故障したディスク装置に含まれる物理ストライプのみを
ディスクアレイ２から読み込んで、その物理ストライプ
から故障したディスク装置のデータを復旧するようにし
た。つまり本実施形態によれば、ホストコンピュータ１
０が使用している有効な論理アドレスに対応する物理ブ
ロックを故障したディスク装置に含まない物理ストライ
プは、データ復旧のための読み込みの対象外としたこと
により、ディスクアレイ２のデータ復元時間を大幅に短
縮することができる。
【００５４】［第１の変形例］次に、本実施形態の第１
の変形例について説明する。この第１の変形例の特徴
は、ディスクアレイ２内のディスク装置が故障したため
に当該ディスクアレイ２のデータを復旧する処理で、当
該故障したディスク装置の有効な論理ブロックを復旧す
る際に、他の正常なディスク装置の有効な論理ブロック
を含めて新たなディスクアレイ２上で再配置する点にあ
る。更に詳細に述べるならば、第１の変形例の特徴は、
物理ストライプ上の無効な論理ブロックは新たなディス
クアレイ２上での再配置の対象とせず、故障ディスク装
置の復旧された有効な論理ブロック及び正常なディスク
装置の有効な論理ブロックだけを書き込みバッファ６に
書き込んで蓄積し、この書き込みバッファ６に蓄積され
たデータを含む１ストライプ分のデータが揃う毎に、そ
の１ストライプ分のデータを、新たなディスクアレイ２
を構成するディスク装置上の更新されるべきデータを保
持している領域とは別の空き領域に書き込むことにあ
る。
の変形例について説明する。この第１の変形例の特徴
は、ディスクアレイ２内のディスク装置が故障したため
に当該ディスクアレイ２のデータを復旧する処理で、当
該故障したディスク装置の有効な論理ブロックを復旧す
る際に、他の正常なディスク装置の有効な論理ブロック
を含めて新たなディスクアレイ２上で再配置する点にあ
る。更に詳細に述べるならば、第１の変形例の特徴は、
物理ストライプ上の無効な論理ブロックは新たなディス
クアレイ２上での再配置の対象とせず、故障ディスク装
置の復旧された有効な論理ブロック及び正常なディスク
装置の有効な論理ブロックだけを書き込みバッファ６に
書き込んで蓄積し、この書き込みバッファ６に蓄積され
たデータを含む１ストライプ分のデータが揃う毎に、そ
の１ストライプ分のデータを、新たなディスクアレイ２
を構成するディスク装置上の更新されるべきデータを保
持している領域とは別の空き領域に書き込むことにあ
る。
【００５５】以下、第１の変形例において、ディスクア
レイ２内のディスク装置が故障したために当該ディスク
アレイ２のデータを復旧するデータ復旧処理について、
図６のフローチャート参照して説明する。
レイ２内のディスク装置が故障したために当該ディスク
アレイ２のデータを復旧するデータ復旧処理について、
図６のフローチャート参照して説明する。
【００５６】まず制御装置１は、アドレス変換テーブル
７を、図７に示すように不揮発性メモリ３の別の領域に
アドレス変換テーブル７０として複写する（ステップＳ
７０１）。以後、この複写されたアドレス変換テーブル
７０を使用して処理が進められる。
７を、図７に示すように不揮発性メモリ３の別の領域に
アドレス変換テーブル７０として複写する（ステップＳ
７０１）。以後、この複写されたアドレス変換テーブル
７０を使用して処理が進められる。
【００５７】まず制御装置１は、復旧する論理ブロック
の論理アドレスを示す変数ｉの初期値として０（ｉ＝
０）を設定する（ステップＳ６０２）。次に制御装置１
は、不揮発性メモリ３上の複写されたアドレス変換テー
ブル７０を参照して、前記ステップＳ５０２と同様にし
て、論理アドレスｉが有効か否かを判定する（ステップ
Ｓ６０３）。
の論理アドレスを示す変数ｉの初期値として０（ｉ＝
０）を設定する（ステップＳ６０２）。次に制御装置１
は、不揮発性メモリ３上の複写されたアドレス変換テー
ブル７０を参照して、前記ステップＳ５０２と同様にし
て、論理アドレスｉが有効か否かを判定する（ステップ
Ｓ６０３）。
【００５８】論理アドレスｉが有効な場合（ステップＳ
６０３のＹＥＳ）、制御装置１は当該論理アドレスｉの
データが復旧済みであるか否かを判定する（ステップＳ
６０４）。
６０３のＹＥＳ）、制御装置１は当該論理アドレスｉの
データが復旧済みであるか否かを判定する（ステップＳ
６０４）。
【００５９】論理アドレスｉのデータが復旧済みでなか
った場合（ステップＳ５０３のＮＯ）、制御装置１は当
該論理アドレスｉに対応するアドレス変換テーブル７内
のエントリに設定されている物理ストライプ番号の示す
物理ストライプ、つまり論理アドレスｉに対応する物理
ブロックを含む物理ストライプをディスクアレイ２から
読み込む（ステップＳ６０５）。
った場合（ステップＳ５０３のＮＯ）、制御装置１は当
該論理アドレスｉに対応するアドレス変換テーブル７内
のエントリに設定されている物理ストライプ番号の示す
物理ストライプ、つまり論理アドレスｉに対応する物理
ブロックを含む物理ストライプをディスクアレイ２から
読み込む（ステップＳ６０５）。
【００６０】制御装置１はステップＳ６０５で論理アド
レスｉに対応する物理ストライプを読み込むと、読み込
んだ物理ストライプから論理アドレスタグブロックを取
り出す（ステップＳ６０６）。但し、この物理ストライ
プ中の、故障したディスク装置に格納されているデータ
ブロック（ストライプユニット）は読み込まれない点
は、前記ステップＳ５０５と同様である。ここで、論理
アドレスタグブロックが格納されているディスク装置が
故障した場合、読み込んだ物理ストライプ中の他の故障
していないディスク装置のデータから論理アドレスタグ
ブロックを復旧すればよい。例えば図２の状態で、ディ
スク装置２２が故障した場合であれば、論理ブロックＬ
１１ＤａｔａとパリティブロックＰ２とから論理アドレ
スタグブロックＬＡ−ＴＡＧが復旧される。この論理ア
ドレスタグブロックの復旧処理は、読み込んだ物理スト
ライプからの論理アドレスタグブロックの取り出し処理
と等価である。
レスｉに対応する物理ストライプを読み込むと、読み込
んだ物理ストライプから論理アドレスタグブロックを取
り出す（ステップＳ６０６）。但し、この物理ストライ
プ中の、故障したディスク装置に格納されているデータ
ブロック（ストライプユニット）は読み込まれない点
は、前記ステップＳ５０５と同様である。ここで、論理
アドレスタグブロックが格納されているディスク装置が
故障した場合、読み込んだ物理ストライプ中の他の故障
していないディスク装置のデータから論理アドレスタグ
ブロックを復旧すればよい。例えば図２の状態で、ディ
スク装置２２が故障した場合であれば、論理ブロックＬ
１１ＤａｔａとパリティブロックＰ２とから論理アドレ
スタグブロックＬＡ−ＴＡＧが復旧される。この論理ア
ドレスタグブロックの復旧処理は、読み込んだ物理スト
ライプからの論理アドレスタグブロックの取り出し処理
と等価である。
【００６１】次に制御装置１は、ステップＳ６０６で取
り出した論理アドレスタグブロックとアドレス変換テー
ブル７０とを利用して、ステップＳ６０５で読み込んだ
物理ストライプに含まれる物理ブロックが割り当てられ
ている論理ブロックの論理アドレスの中に、有効な論理
アドレスが存在するか否かを順に判定する（ステップＳ
６０７）。この判定は、上記論理アドレスタグブロック
中の論理アドレスを１つずつ順に取り出して、その論理
アドレスが設定されているアドレス変換テーブル７０内
のエントリを参照することで行われる。明らかなよう
に、参照したアドレス変換テーブル７０内エントリの論
理アドレスを除く各項目にＮＵＬＬが設定されているな
らば、対応するアドレスは無効であり、ＮＵＬＬが設定
されていないならば、対応するアドレスは有効であると
判定される。
り出した論理アドレスタグブロックとアドレス変換テー
ブル７０とを利用して、ステップＳ６０５で読み込んだ
物理ストライプに含まれる物理ブロックが割り当てられ
ている論理ブロックの論理アドレスの中に、有効な論理
アドレスが存在するか否かを順に判定する（ステップＳ
６０７）。この判定は、上記論理アドレスタグブロック
中の論理アドレスを１つずつ順に取り出して、その論理
アドレスが設定されているアドレス変換テーブル７０内
のエントリを参照することで行われる。明らかなよう
に、参照したアドレス変換テーブル７０内エントリの論
理アドレスを除く各項目にＮＵＬＬが設定されているな
らば、対応するアドレスは無効であり、ＮＵＬＬが設定
されていないならば、対応するアドレスは有効であると
判定される。
【００６２】制御装置１は、論理アドレスタグブロック
から取り出された論理アドレスが有効であった場合に限
り、つまり論理アドレスタグブロックから有効な論理ア
ドレスが検索された場合に限り、当該論理アドレスに対
応するデータを復旧し、書き込みを実行する（ステップ
Ｓ６０８）。
から取り出された論理アドレスが有効であった場合に限
り、つまり論理アドレスタグブロックから有効な論理ア
ドレスが検索された場合に限り、当該論理アドレスに対
応するデータを復旧し、書き込みを実行する（ステップ
Ｓ６０８）。
【００６３】ステップＳ６０８での有効な論理アドレス
に対応するデータの復旧とは、当該論理アドレスの論理
ブロックが格納されているディスク装置が故障していな
いならば、ステップＳ６０５で読み込まれた物理ストラ
イプから対応するデータブロックを取り出すことであ
り、故障しているならば、その物理ストライプから前記
ステップＳ５０６と同様にして当該論理アドレスの論理
ブロックを復旧することである。
に対応するデータの復旧とは、当該論理アドレスの論理
ブロックが格納されているディスク装置が故障していな
いならば、ステップＳ６０５で読み込まれた物理ストラ
イプから対応するデータブロックを取り出すことであ
り、故障しているならば、その物理ストライプから前記
ステップＳ５０６と同様にして当該論理アドレスの論理
ブロックを復旧することである。
【００６４】また、ステップＳ６０８での書き込みは、
従来技術の欄で述べたような高速書き込み方法を用いた
通常通りの手順で次のように行われる。まず制御装置１
は、復旧された論理ブロックと対応する論理アドレスと
をもとに、その論理ブロックを書き込みデータとして不
揮発性メモリ３上の書き込みバッファ６の空き領域に詰
めて書き込む。通常は、この書き込みバッファ６への書
き込みで、ステップＳ６０８は完了する。しかし、復旧
された論理ブロックを書き込みバッファ６に書き込んだ
結果、当該バッファ６に蓄積されている書き込みデータ
の量が１ストライプ分に１ストライプユニット＋１ブロ
ック分少ない量となった場合には、制御装置１は上記ス
テップＳ６０８において更に次に述べる書き込みを行
う。
従来技術の欄で述べたような高速書き込み方法を用いた
通常通りの手順で次のように行われる。まず制御装置１
は、復旧された論理ブロックと対応する論理アドレスと
をもとに、その論理ブロックを書き込みデータとして不
揮発性メモリ３上の書き込みバッファ６の空き領域に詰
めて書き込む。通常は、この書き込みバッファ６への書
き込みで、ステップＳ６０８は完了する。しかし、復旧
された論理ブロックを書き込みバッファ６に書き込んだ
結果、当該バッファ６に蓄積されている書き込みデータ
の量が１ストライプ分に１ストライプユニット＋１ブロ
ック分少ない量となった場合には、制御装置１は上記ス
テップＳ６０８において更に次に述べる書き込みを行
う。
【００６５】即ち制御装置１は、書き込みバッファ６に
蓄積されている１ストライプ−（１ストライプユニット
＋１ブロック）分の書き込みデータに対応する論理アド
レスタグブロックを生成して書き込みバッファ６の最後
のブロック領域に書き込み、この論理アドレスタグブロ
ック書き込み後の書き込みバッファ６上のデータ（１ス
トライプ−１ストライプユニット分のデータ）から１ス
トライプユニット分のパリティデータ（つまり１ストラ
イプユニット分のブロック数のパリティブロック）を生
成する。そして制御装置１は、書き込みバッファ６上の
１ストライプ−１ストライプユニット分のデータと生成
された１ストライプユニット分のパリティデータとから
構成される１ストライプ分のデータを、故障ディスク装
置に代えて予備ディスク装置２４を用いることで新しく
構成されたディスクアレイ２に一括して書き込む。この
一括書き込みは、新たなディスクアレイ２内の各ディス
ク装置（ディスク装置２１が故障した場合であれば、デ
ィスク装置２２，２３，２４）上の更新されるべきデー
タを保持している領域とは別の空き領域（具体的には当
該空き領域の中から選択された物理的に連続した領域）
に対し、新たなディスクアレイ２に対応する新たなスト
ライピングルールに従って行われる。
蓄積されている１ストライプ−（１ストライプユニット
＋１ブロック）分の書き込みデータに対応する論理アド
レスタグブロックを生成して書き込みバッファ６の最後
のブロック領域に書き込み、この論理アドレスタグブロ
ック書き込み後の書き込みバッファ６上のデータ（１ス
トライプ−１ストライプユニット分のデータ）から１ス
トライプユニット分のパリティデータ（つまり１ストラ
イプユニット分のブロック数のパリティブロック）を生
成する。そして制御装置１は、書き込みバッファ６上の
１ストライプ−１ストライプユニット分のデータと生成
された１ストライプユニット分のパリティデータとから
構成される１ストライプ分のデータを、故障ディスク装
置に代えて予備ディスク装置２４を用いることで新しく
構成されたディスクアレイ２に一括して書き込む。この
一括書き込みは、新たなディスクアレイ２内の各ディス
ク装置（ディスク装置２１が故障した場合であれば、デ
ィスク装置２２，２３，２４）上の更新されるべきデー
タを保持している領域とは別の空き領域（具体的には当
該空き領域の中から選択された物理的に連続した領域）
に対し、新たなディスクアレイ２に対応する新たなスト
ライピングルールに従って行われる。
【００６６】なお、ストライピングルールは、ディスク
アレイ２（のＲＡＩＤレベル）を構成するディスク装置
の台数に対応している。したがって、データ復旧処理の
前後でディスク装置の台数が同一の本実施形態では、新
たなストライピングルールは、元のディスクアレイ２に
対応するストライピングルールと本質的な相違はない。
但し、ディスク装置２１が故障して予備ディスク装置２
４に置き換えられた場合を例にとると、新たなストライ
ピングルールは、物理ブロック番号０，１，２の物理ブ
ロックがディスク装置２１ではなくて予備ディスク装置
２４に存在することを前提としている。
アレイ２（のＲＡＩＤレベル）を構成するディスク装置
の台数に対応している。したがって、データ復旧処理の
前後でディスク装置の台数が同一の本実施形態では、新
たなストライピングルールは、元のディスクアレイ２に
対応するストライピングルールと本質的な相違はない。
但し、ディスク装置２１が故障して予備ディスク装置２
４に置き換えられた場合を例にとると、新たなストライ
ピングルールは、物理ブロック番号０，１，２の物理ブ
ロックがディスク装置２１ではなくて予備ディスク装置
２４に存在することを前提としている。
【００６７】制御装置１は、ステップＳ６０８において
書き込みバッファ６への１ブロックの書き込みが完了す
る毎に、当該ブロックの論理アドレスに対応するアドレ
ス変換テーブル７０内のエントリ中の復旧フラグを復旧
済みを示す状態に設定する（ステップＳ６０９）。更に
制御装置１は、ステップＳ６０８でストライプの一括書
き込みが行われた場合には、当該ストライプ中の各論理
ブロックについて、当該論理ブロックに対する論理アド
レスと、当該論理ブロックが書き込まれたディスクアレ
イ２上の物理的なデータ位置、つまり物理ストライプ番
号と物理ブロック番号とで示される物理アドレスとの関
係を、アドレス変換テーブル７０に設定する。具体的に
は、上記ストライプ中の各論理ブロックに対する論理ア
ドレスに対応するアドレス変換テーブル７０内のエント
リにおける物理ブロック番号と物理ストライプ番号と
が、それぞれ当該論理ブロックが実際に書き込まれた物
理ストライプ内の物理ブロック位置を示す番号と当該物
理ストライプの番号とに更新される。
書き込みバッファ６への１ブロックの書き込みが完了す
る毎に、当該ブロックの論理アドレスに対応するアドレ
ス変換テーブル７０内のエントリ中の復旧フラグを復旧
済みを示す状態に設定する（ステップＳ６０９）。更に
制御装置１は、ステップＳ６０８でストライプの一括書
き込みが行われた場合には、当該ストライプ中の各論理
ブロックについて、当該論理ブロックに対する論理アド
レスと、当該論理ブロックが書き込まれたディスクアレ
イ２上の物理的なデータ位置、つまり物理ストライプ番
号と物理ブロック番号とで示される物理アドレスとの関
係を、アドレス変換テーブル７０に設定する。具体的に
は、上記ストライプ中の各論理ブロックに対する論理ア
ドレスに対応するアドレス変換テーブル７０内のエント
リにおける物理ブロック番号と物理ストライプ番号と
が、それぞれ当該論理ブロックが実際に書き込まれた物
理ストライプ内の物理ブロック位置を示す番号と当該物
理ストライプの番号とに更新される。
【００６８】制御装置１は、以上のステップＳ６０７〜
Ｓ６０９を、ステップＳ６０５で読み込んだ物理ストラ
イプに含まれる物理ブロックに対応する論理アドレスが
全て処理されるまで繰り返す（ステップＳ６１０）。
Ｓ６０９を、ステップＳ６０５で読み込んだ物理ストラ
イプに含まれる物理ブロックに対応する論理アドレスが
全て処理されるまで繰り返す（ステップＳ６１０）。
【００６９】次に制御装置１は、後続の論理アドレスを
処理するために論理アドレスｉを１加算する（ステップ
Ｓ６１１）。そして制御装置１は、加算後のｉ（論理ア
ドレスｉ）から、以上に述べた一連の操作を全ての論理
アドレスについて処理したか否かを判定する（ステップ
Ｓ６１２）。もし、未処理の論理アドレスが残っている
ならば（ステップＳ６１２のＮＯ）、制御装置１は加算
後の論理アドレスｉについて、上記ステップＳ６０３以
降の処理を行う。一方、全ての論理アドレスについて処
理したならば（ステップＳ６１２のＹＥＳ）、データ復
旧処理は終了となる。以後、アドレス変換テーブル７０
が新たなアドレス変換テーブル７として用いられ、元の
アドレス変換テーブル７は破棄（削除）される。
処理するために論理アドレスｉを１加算する（ステップ
Ｓ６１１）。そして制御装置１は、加算後のｉ（論理ア
ドレスｉ）から、以上に述べた一連の操作を全ての論理
アドレスについて処理したか否かを判定する（ステップ
Ｓ６１２）。もし、未処理の論理アドレスが残っている
ならば（ステップＳ６１２のＮＯ）、制御装置１は加算
後の論理アドレスｉについて、上記ステップＳ６０３以
降の処理を行う。一方、全ての論理アドレスについて処
理したならば（ステップＳ６１２のＹＥＳ）、データ復
旧処理は終了となる。以後、アドレス変換テーブル７０
が新たなアドレス変換テーブル７として用いられ、元の
アドレス変換テーブル７は破棄（削除）される。
【００７０】このように第１の変形例によれば、図６の
フローチャートに従うデータ復旧処理を実行すること
で、故障したディスク装置の有効な論理ブロックを、故
障ディスク装置に代えて予備ディスク装置２４を用いて
新しく構成されたディスクアレイ２に復旧することがで
きる。つまり第１の変形例では、新たなディスクアレイ
２には、物理ストライプ上の無効な論理ブロックは復旧
するデータとして再配置（保持）されない。しかも第１
の変形例によれば、故障ディスク装置の復旧された有効
な論理ブロック及び正常なディスク装置の有効な論理ブ
ロックだけを復旧するデータとし、その復旧された有効
な論理ブロック及び正常なディスク装置の有効な論理ブ
ロックを含むデータが１ストライプ分揃えられる都度、
その１ストライプ分のデータが新たなディスクアレイ２
上の空き領域に再配置される。つまり第１の変形例で
は、データの復旧とディスクアレイ２でのデータ詰め替
え（リパック）処理とが同時に行われている。これによ
り、ディスクアレイ２のデータ復元時間を大幅に短縮で
きると共に、データ復元後に改めてデータ詰め替え処理
を行うことなくディスクアレイ２の空き領域を増やすこ
とができる。
フローチャートに従うデータ復旧処理を実行すること
で、故障したディスク装置の有効な論理ブロックを、故
障ディスク装置に代えて予備ディスク装置２４を用いて
新しく構成されたディスクアレイ２に復旧することがで
きる。つまり第１の変形例では、新たなディスクアレイ
２には、物理ストライプ上の無効な論理ブロックは復旧
するデータとして再配置（保持）されない。しかも第１
の変形例によれば、故障ディスク装置の復旧された有効
な論理ブロック及び正常なディスク装置の有効な論理ブ
ロックだけを復旧するデータとし、その復旧された有効
な論理ブロック及び正常なディスク装置の有効な論理ブ
ロックを含むデータが１ストライプ分揃えられる都度、
その１ストライプ分のデータが新たなディスクアレイ２
上の空き領域に再配置される。つまり第１の変形例で
は、データの復旧とディスクアレイ２でのデータ詰め替
え（リパック）処理とが同時に行われている。これによ
り、ディスクアレイ２のデータ復元時間を大幅に短縮で
きると共に、データ復元後に改めてデータ詰め替え処理
を行うことなくディスクアレイ２の空き領域を増やすこ
とができる。
【００７１】［第２の変形例］次に、本実施形態の第２
の変形例について説明する。この第２の変形例の特徴
は、ディスクアレイ２内のディスク装置が故障したため
に当該ディスクアレイ２のデータを復旧する処理で、当
該故障したディスク装置の有効なデータを復旧する際
に、他の正常なディスク装置のデータを含めて新たなデ
ィスクアレイ２上に論理アドレス順で且つ物理アドレス
順に再配置する点にある。そのために第２の変形例で
は、第１の変形例とは異なって、有効な論理アドレスの
順番で対応する物理ストライプを取り込むようにしてい
る。
の変形例について説明する。この第２の変形例の特徴
は、ディスクアレイ２内のディスク装置が故障したため
に当該ディスクアレイ２のデータを復旧する処理で、当
該故障したディスク装置の有効なデータを復旧する際
に、他の正常なディスク装置のデータを含めて新たなデ
ィスクアレイ２上に論理アドレス順で且つ物理アドレス
順に再配置する点にある。そのために第２の変形例で
は、第１の変形例とは異なって、有効な論理アドレスの
順番で対応する物理ストライプを取り込むようにしてい
る。
【００７２】以下、第２の変形例において、ディスクア
レイ２内のディスク装置が故障したために当該ディスク
アレイ２のデータを復旧する場合の動作について、図８
のフローチャート参照して説明する。
レイ２内のディスク装置が故障したために当該ディスク
アレイ２のデータを復旧する場合の動作について、図８
のフローチャート参照して説明する。
【００７３】まず制御装置１は、アドレス変換テーブル
７を使用して、有効な論理アドレスを例えば昇順にソー
トし、図９に示すように不揮発性メモリ３上に、アドレ
ス変換テーブル７とは別の復旧処理用のアドレス変換テ
ーブル７００を生成する（ステップＳ８０１）。このソ
ートには、従来からよく知られているＭｅｒｇｅｓｏｒ
ｔ、Ｑｕｉｃｋｓｏｒｔ、Ｓｈｅｌｌｓｏｒｔ、Ｈｅａ
ｐｓｏｒｔ等の高速ソートアルゴリズムを適用するとよ
い。なお、アドレス変換テーブル７のｉ番目のエントリ
を論理アドレスｉに対応させている場合、当該テーブル
７内の各エントリは論理アドレスの昇順の並びとなって
いることから、特別のソートアルゴリズムは不要であ
る。
７を使用して、有効な論理アドレスを例えば昇順にソー
トし、図９に示すように不揮発性メモリ３上に、アドレ
ス変換テーブル７とは別の復旧処理用のアドレス変換テ
ーブル７００を生成する（ステップＳ８０１）。このソ
ートには、従来からよく知られているＭｅｒｇｅｓｏｒ
ｔ、Ｑｕｉｃｋｓｏｒｔ、Ｓｈｅｌｌｓｏｒｔ、Ｈｅａ
ｐｓｏｒｔ等の高速ソートアルゴリズムを適用するとよ
い。なお、アドレス変換テーブル７のｉ番目のエントリ
を論理アドレスｉに対応させている場合、当該テーブル
７内の各エントリは論理アドレスの昇順の並びとなって
いることから、特別のソートアルゴリズムは不要であ
る。
【００７４】以後、制御装置１は復旧処理用のアドレス
変換テーブル７００を使用して、図６に示したステップ
Ｓ６０２以降の処理を実行する（ステップＳ８０２）。
つまり、第２の変形例が第１の変形例と異なる点は、第
１の変形例ではアドレス変換テーブル７のコピーである
アドレス変換テーブル７を使用して復旧処理が行われる
のに対し、第２の変形例では、アドレス変換テーブル７
に基づいて有効な論理アドレスが昇順にソートされた復
旧処理用のアドレス変換テーブル７００を使用して復旧
処理が行われることである。
変換テーブル７００を使用して、図６に示したステップ
Ｓ６０２以降の処理を実行する（ステップＳ８０２）。
つまり、第２の変形例が第１の変形例と異なる点は、第
１の変形例ではアドレス変換テーブル７のコピーである
アドレス変換テーブル７を使用して復旧処理が行われる
のに対し、第２の変形例では、アドレス変換テーブル７
に基づいて有効な論理アドレスが昇順にソートされた復
旧処理用のアドレス変換テーブル７００を使用して復旧
処理が行われることである。
【００７５】この復旧処理用のアドレス変換テーブル７
００を使用したステップＳ６０２以降の処理の実行、つ
まりステップＳ８０２の実行により、有効な論理アドレ
スの順番に対応する物理ストライプが取り出され、当該
物理ストライプから復旧された故障ディスク装置の有効
な論理ブロック及び正常なディスク装置の有効な論理ブ
ロックを含むデータが１ストライプ分揃えられる都度、
その１ストライプ分のデータが、新たなディスクアレイ
２を構成するディスク装置上の更新されるべきデータを
保持している領域とは別の空き領域における物理的に連
続した位置に再配置される。このとき、ディスクアレイ
２上に再配置されたストライプ中の各論理ブロックに対
する論理アドレスに対応するアドレス変換テーブル７０
０内のエントリの情報が、再配置先の物理アドレスを示
すように更新される。
００を使用したステップＳ６０２以降の処理の実行、つ
まりステップＳ８０２の実行により、有効な論理アドレ
スの順番に対応する物理ストライプが取り出され、当該
物理ストライプから復旧された故障ディスク装置の有効
な論理ブロック及び正常なディスク装置の有効な論理ブ
ロックを含むデータが１ストライプ分揃えられる都度、
その１ストライプ分のデータが、新たなディスクアレイ
２を構成するディスク装置上の更新されるべきデータを
保持している領域とは別の空き領域における物理的に連
続した位置に再配置される。このとき、ディスクアレイ
２上に再配置されたストライプ中の各論理ブロックに対
する論理アドレスに対応するアドレス変換テーブル７０
０内のエントリの情報が、再配置先の物理アドレスを示
すように更新される。
【００７６】このように第２の変形例では、データの復
旧とディスクアレイ２でのデータ再配置とが論理アドレ
ス順に同時に行われている。これにより、ディスクアレ
イ２のデータ復元時間を大幅に短縮できると共に、デー
タ復元後に改めてデフラグメンテーション（いわゆるデ
フラグ）処理を行うことなく、有効な論理ブロックを、
少なくとも対応するストライプ内では、ディスクアレイ
２上の論理的にも物理的にも連続する位置に再配置する
ことができる。なお、複数のストライプにまたがって当
該ストライプ内の論理ブロックに対する論理アドレスが
連続している場合には、当該複数のストライプを物理的
に連続する領域に配置するとよい。
旧とディスクアレイ２でのデータ再配置とが論理アドレ
ス順に同時に行われている。これにより、ディスクアレ
イ２のデータ復元時間を大幅に短縮できると共に、デー
タ復元後に改めてデフラグメンテーション（いわゆるデ
フラグ）処理を行うことなく、有効な論理ブロックを、
少なくとも対応するストライプ内では、ディスクアレイ
２上の論理的にも物理的にも連続する位置に再配置する
ことができる。なお、複数のストライプにまたがって当
該ストライプ内の論理ブロックに対する論理アドレスが
連続している場合には、当該複数のストライプを物理的
に連続する領域に配置するとよい。
【００７７】図８のフローチャートに従うデータ復旧処
理が終了すると、以後、アドレス変換テーブル７００が
新たなアドレス変換テーブル７として用いられ、元のア
ドレス変換テーブル７は破棄（削除）される。この新た
なアドレス変換テーブル７は、有効な論理アドレスの昇
順にソートされていることから、図３のデータ構造と異
なる。そこで上記ステップＳ８０１において、アドレス
変換テーブル７００とは別に、アドレス変換テーブル７
のコピー（第１の変形例におけるアドレス変換テーブル
７０に相当）を生成し、以後、新たなディスクアレイ２
に１ストライプ単位でデータを書き込む（再配置する）
毎に、上記第１の変形例と同様に、そのストライプ中の
各論理ブロックに対する論理アドレスに対応するコピー
テーブル内のエントリを更新するようにし、データ復旧
処理後は、このコピーテーブルを新たなアドレス変換テ
ーブル７とする構成としてもよい。
理が終了すると、以後、アドレス変換テーブル７００が
新たなアドレス変換テーブル７として用いられ、元のア
ドレス変換テーブル７は破棄（削除）される。この新た
なアドレス変換テーブル７は、有効な論理アドレスの昇
順にソートされていることから、図３のデータ構造と異
なる。そこで上記ステップＳ８０１において、アドレス
変換テーブル７００とは別に、アドレス変換テーブル７
のコピー（第１の変形例におけるアドレス変換テーブル
７０に相当）を生成し、以後、新たなディスクアレイ２
に１ストライプ単位でデータを書き込む（再配置する）
毎に、上記第１の変形例と同様に、そのストライプ中の
各論理ブロックに対する論理アドレスに対応するコピー
テーブル内のエントリを更新するようにし、データ復旧
処理後は、このコピーテーブルを新たなアドレス変換テ
ーブル７とする構成としてもよい。
【００７８】以上に述べた実施形態及びその変形例で
は、書き込みバッファ６及びアドレス変換テーブル７が
不揮発性メモリ３に配置されるものとして説明したが、
これに限るものではない。例えば、図１０に示すよう
に、揮発性メモリ４と電源オフ時にも当該揮発性メモリ
４の記憶内容が消失するのを防止するための、電池等の
メモリバックアップ機構５とにより、等価的に不揮発性
メモリ３に相当する不揮発性メモリ３０を実現し、書き
込みバッファ６及びアドレス変換テーブル７が、揮発性
メモリ４に配置される構成であっても構わない。つまり
書き込みバッファ６及びアドレス変換テーブル７が、揮
発性メモリ４とメモリバックアップ機構５とから構成さ
れる不揮発性メモリ３０に配置される構成であっても構
わない。
は、書き込みバッファ６及びアドレス変換テーブル７が
不揮発性メモリ３に配置されるものとして説明したが、
これに限るものではない。例えば、図１０に示すよう
に、揮発性メモリ４と電源オフ時にも当該揮発性メモリ
４の記憶内容が消失するのを防止するための、電池等の
メモリバックアップ機構５とにより、等価的に不揮発性
メモリ３に相当する不揮発性メモリ３０を実現し、書き
込みバッファ６及びアドレス変換テーブル７が、揮発性
メモリ４に配置される構成であっても構わない。つまり
書き込みバッファ６及びアドレス変換テーブル７が、揮
発性メモリ４とメモリバックアップ機構５とから構成さ
れる不揮発性メモリ３０に配置される構成であっても構
わない。
【００７９】また、以上に述べた実施形態及びその変形
例では、ディスクアレイ２がＲＡＩＤ４の冗長化ディス
ク構成を適用しているものとして説明したが、これに限
るものではない。本発明は、パリティブロックの格納先
ディスク装置が物理ストライプ単位でサイクリックに切
り替わるＲＡＩＤ５、或いはＲＡＩＤ５０の冗長化ディ
スク構成など、故障ディスク装置のデータが復旧可能な
冗長化ディスク構成であれば、どのような種類の冗長化
ディスク構成のディスクアレイであっても、同様に適用
できる。
例では、ディスクアレイ２がＲＡＩＤ４の冗長化ディス
ク構成を適用しているものとして説明したが、これに限
るものではない。本発明は、パリティブロックの格納先
ディスク装置が物理ストライプ単位でサイクリックに切
り替わるＲＡＩＤ５、或いはＲＡＩＤ５０の冗長化ディ
スク構成など、故障ディスク装置のデータが復旧可能な
冗長化ディスク構成であれば、どのような種類の冗長化
ディスク構成のディスクアレイであっても、同様に適用
できる。
【００８０】なお、本発明は、上記実施形態またはその
変形例に限定されるものではなく、実施段階ではその要
旨を逸脱しない範囲で種々に変形することが可能であ
る。更に、上記実施形態またはその変形例には種々の段
階の発明が含まれており、開示される複数の構成要件に
おける適宜な組み合わせにより種々の発明が抽出され得
る。例えば、実施形態に示される全構成要件から幾つか
の構成要件が削除されても、発明が解決しようとする課
題の欄で述べた課題が解決でき、発明の効果の欄で述べ
られている効果が得られる場合には、この構成要件が削
除された構成が発明として抽出され得る。
変形例に限定されるものではなく、実施段階ではその要
旨を逸脱しない範囲で種々に変形することが可能であ
る。更に、上記実施形態またはその変形例には種々の段
階の発明が含まれており、開示される複数の構成要件に
おける適宜な組み合わせにより種々の発明が抽出され得
る。例えば、実施形態に示される全構成要件から幾つか
の構成要件が削除されても、発明が解決しようとする課
題の欄で述べた課題が解決でき、発明の効果の欄で述べ
られている効果が得られる場合には、この構成要件が削
除された構成が発明として抽出され得る。
【００８１】
【発明の効果】以上詳述したように本発明によれば、ア
ドレス変換テーブルを利用してホストコンピュータが使
用している有効な論理アドレスを検索し、その検索され
た論理アドレスに対応する物理アドレスの物理ブロック
が含まれる物理ストライプのみをデータ復旧（ディスク
アレイ再構築）のための読み込みの対象とするようにし
たので、ＯＳやファイルシステム、ディバイスドライバ
等に一切の変更を加えず、異なるＯＳ環境下においても
ディスクアレイ装置間での互換性を保証しながら、ディ
スクアレイ内のディスク装置の故障時におけるディスク
アレイの再構築に必要なデータ復旧に要する時間を短縮
できる。
ドレス変換テーブルを利用してホストコンピュータが使
用している有効な論理アドレスを検索し、その検索され
た論理アドレスに対応する物理アドレスの物理ブロック
が含まれる物理ストライプのみをデータ復旧（ディスク
アレイ再構築）のための読み込みの対象とするようにし
たので、ＯＳやファイルシステム、ディバイスドライバ
等に一切の変更を加えず、異なるＯＳ環境下においても
ディスクアレイ装置間での互換性を保証しながら、ディ
スクアレイ内のディスク装置の故障時におけるディスク
アレイの再構築に必要なデータ復旧に要する時間を短縮
できる。
【図１】本発明の一実施形態に係るディスクアレイ装置
を備えたコンピュータシステムの構成を示すブロック
図。
を備えたコンピュータシステムの構成を示すブロック
図。
【図２】１ストライプ分のデータの例と、当該１ストラ
イプ分のデータがディスクアレイ２内のディスク装置２
１〜２３に書き込まれる様子を示す図。
イプ分のデータがディスクアレイ２内のディスク装置２
１〜２３に書き込まれる様子を示す図。
【図３】図１中のアドレス変換テーブル７のデータ構造
例を示す図。
例を示す図。
【図４】図２の状態でディスク装置２１が故障した結
果、そのディスク装置２１に代えて予備ディスク装置２
４を使用してディスクアレイ２が再構築された際の当該
ディスクアレイ２の状態を示す図。
果、そのディスク装置２１に代えて予備ディスク装置２
４を使用してディスクアレイ２が再構築された際の当該
ディスクアレイ２の状態を示す図。
【図５】同実施形態におけるデータ復旧処理の手順を説
明するためのフローチャート。
明するためのフローチャート。
【図６】同実施形態の第１の変形例におけるデータ復旧
処理の手順を説明するためのフローチャート。
処理の手順を説明するためのフローチャート。
【図７】同第１の変形例におけるアドレス変換テーブル
のコピーを説明するための図。
のコピーを説明するための図。
【図８】同実施形態の第２の変形例におけるデータ復旧
処理の手順を説明するためのフローチャート。
処理の手順を説明するためのフローチャート。
【図９】同第２の変形例におけるアドレス変換テーブル
を対象とする有効な論理アドレスのソートを説明するた
めの図。
を対象とする有効な論理アドレスのソートを説明するた
めの図。
【図１０】本発明の他の実施形態に係るディスクアレイ
装置を備えたコンピュータシステムの構成を示すブロッ
ク図。
装置を備えたコンピュータシステムの構成を示すブロッ
ク図。
１…制御装置
２…ディスクアレイ
３，３０…不揮発性メモリ
４…揮発性メモリ
５…メモリバックアップ機構
６…書き込みバッファ
７…アドレス変換テーブル
１０…ホストコンピュータ
２１〜２３…ディスク装置
２４…予備ディスク装置
７０…アドレス変換テーブル（複写されたアドレス変換
テーブル） ７００…アドレス変換テーブル（有効な論理アドレスの
順にソートされたアドレス変換テーブル）
テーブル） ７００…アドレス変換テーブル（有効な論理アドレスの
順にソートされたアドレス変換テーブル）
Claims (11)
- 【請求項１】 複数のディスク装置から構成される冗長
化ディスク構成のディスクアレイを備え、ホストコンピ
ュータからの書き込み要求の指定するデータをブロック
単位に分割して書き込みバッファに詰めて蓄積し、当該
バッファに所定のブロック数のデータが蓄積された段階
で、その所定のブロック数のデータを含む１ストライプ
分のデータが、前記ディスクアレイ内の前記複数のディ
スク装置上の更新されるべきデータを保持している領域
とは別の空き領域内の物理的に連続する領域に書き込ま
れるディスクアレイ装置において、 前記ホストコンピュータにより使用されている有効な論
理ブロックの論理アドレスを当該論理ブロックが格納さ
れている前記ディスクアレイの物理アドレスに変換する
ためのアドレス変換情報が設定されたアドレス変換テー
ブルを記憶しておくためのアドレス変換テーブル記憶手
段と、 前記ディスクアレイを構成する複数のディスク装置のい
ずれか１つが故障して、当該故障したディスク装置に代
えて予備のディスク装置を用いて前記ディスクアレイを
再構築する場合に、前記アドレス変換テーブルに従って
有効な論理アドレスを検索する手段と、 前記検索手段により検索された有効な論理アドレスの示
す論理ブロックに対応する物理アドレスの物理ブロック
が前記故障ディスク装置上に存在するか否かを前記アド
レス変換テーブルに従って判定する手段と、 前記有効な論理ブロックに対応する物理ブロックが前記
故障ディスク装置上に存在する場合、その物理ブロック
を含む物理ストライプ中の前記故障ディスク装置以外の
各ディスク装置上に存在するストライプユニットを読み
込む手段と、 前記読み込み手段により読み込まれた各ストライプユニ
ットから前記故障ディスク装置のデータをブロック単位
で復旧する手段と、 前記復旧手段により復旧されたデータを前記予備ディス
ク装置に書き込む手段とを具備することを特徴とするデ
ィスクアレイ装置。 - 【請求項２】 前記読み込み手段により読み込まれた各
ストライプユニットを構成する物理ブロックに対応する
論理アドレスが有効であるか否かを前記アドレス変換テ
ーブルに従って判定する手段と、 前記読み込まれた各ストライプユニットを構成する物理
ブロックに対応する論理アドレスのうちの有効な論理ア
ドレスの状態を復旧済みとして記録するための手段とを
更に具備し、 前記読み込み手段は、前記検索手段により検索された有
効な論理アドレスのうち、復旧済みとして既に記録され
ている論理アドレスに対応する物理ストライプについて
は、読み込みの対象外とする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】 複数のディスク装置から構成される冗長
化ディスク構成のディスクアレイを備え、ホストコンピ
ュータからの書き込み要求の指定するデータをブロック
単位に分割して書き込みバッファに詰めて蓄積し、当該
バッファに所定のブロック数のデータが蓄積された段階
で、その所定のブロック数のデータを含む１ストライプ
分のデータが、前記ディスクアレイ内の前記複数のディ
スク装置上の更新されるべきデータを保持している領域
とは別の空き領域内の物理的に連続する領域に書き込ま
れるディスクアレイ装置において、 前記ホストコンピュータにより使用されている有効な論
理ブロックの論理アドレスを当該論理ブロックが格納さ
れている前記ディスクアレイの物理アドレスに変換する
ためのアドレス変換情報が設定されたアドレス変換テー
ブルを記憶しておくためのアドレス変換テーブル記憶手
段と、 前記ディスクアレイを構成する複数のディスク装置のい
ずれか１つが故障して、当該故障したディスク装置に代
えて予備のディスク装置を用いて前記ディスクアレイを
再構築する場合に、前記アドレス変換テーブルに従って
有効な論理アドレスを検索する第１の検索手段と、 前記第１の検索手段により検索された有効な論理ブロッ
クに対応する物理ブロックを含む物理ストライプ中の前
記故障ディスク装置以外の各ディスク装置上に存在する
ストライプユニットを読み込む手段と、 前記読み込み手段により読み込まれた各ストライプユニ
ットを含む物理ストライプに含まれている物理ブロック
に対応する論理ブロックの論理アドレスのうちの有効な
論理アドレスを前記アドレス変換テーブルに従って検索
する第２の検索手段と、 前記第２の検索手段により検索された有効な論理アドレ
スに対応する有効なデータのうちの前記故障ディスク装
置のデータを、前記読み込み手段により読み込まれた各
ストライプユニットからブロック単位で復旧する手段
と、 前記第２の検索手段により検索された有効な論理アドレ
スに対応する有効なデータのうちの前記読み込み手段に
より読み込まれた各ストライプユニット中の有効なデー
タ、及び前記復旧手段により復旧されたデータを、ブロ
ック単位で前記書き込みバッファに書き込んで蓄積する
手段と、 前記書き込みバッファに蓄積されたデータを含む１スト
ライプ分のデータが揃う毎に、当該１ストライプ分のデ
ータを、前記予備のディスク装置を含む新たなディスク
アレイを構成する各ディスク装置上の更新されるべきデ
ータを保持している領域とは別の空き領域内の物理的に
連続する領域に手段とを具備することを特徴とするディ
スクアレイ装置。 - 【請求項４】 前記書き込みバッファへの書き込みが完
了したブロックに対応する論理アドレスの状態を復旧済
みとして記録するための手段を更に具備し、 前記読み込み手段は、前記第１の検索手段により検索さ
れた有効な論理アドレスのうち、復旧済みとして既に記
録されている論理アドレスに対応する物理ストライプに
ついては、読み込みの対象外とすることを特徴とする請
求項３記載のディスクアレイ装置。 - 【請求項５】 前記物理ストライプは、１ストライプ−
（１ストライプユニット＋１ブロック）分のブロック数
の論理ブロックと、当該各論理ブロックの論理アドレス
を含む１つの論理アドレスタグブロックと、前記１スト
ライプ−（１ストライプユニット＋１ブロック）分のブ
ロック数の論理ブロック及び前記論理アドレスタグブロ
ックから構成される１ストライプ−１ストライプユニッ
ト分のブロック数のブロックに対する１ストライプユニ
ット分のブロック数のパリティブロックとから構成され
ており、 前記第２の検索手段は、前記読み込み手段により読み込
まれた各ストライプユニットに含まれている、または当
該各ストライプユニットから復旧される論理アドレスタ
グブロック中の各論理アドレスについて、前記アドレス
変換テーブルに従って有効であるか否かを判定すること
で、有効な論理アドレスを検索することを特徴とする請
求項３記載のディスクアレイ装置。 - 【請求項６】 前記第１の検索手段は、前記有効な論理
アドレスを当該論理アドレスの順番に検索することを特
徴とする請求項３記載のディスクアレイ装置。 - 【請求項７】 前記ディスクアレイを再構築するに際
し、前記アドレス変換テーブルに従って、当該テーブル
に設定されているアドレス変換情報が有効な論理アドレ
スの順にソートされた復旧処理用アドレス変換テーブル
を生成する手段を更に具備し、 前記第１の検索手段、前記判定手段、及び前記第２の検
索手段は前記復旧処理用アドレス変換テーブルを利用す
ることを特徴とする請求項３記載のディスクアレイ装
置。 - 【請求項８】 複数のディスク装置から構成される冗長
化ディスク構成のディスクアレイを備え、ホストコンピ
ュータからの書き込み要求の指定するデータをブロック
単位に分割して書き込みバッファに詰めて蓄積し、当該
バッファに所定のブロック数のデータが蓄積された段階
で、その所定のブロック数のデータを含む１ストライプ
分のデータが、前記ディスクアレイ内の前記複数のディ
スク装置上の更新されるべきデータを保持している領域
とは別の空き領域内の物理的に連続する領域に書き込ま
れるディスクアレイ装置におけるデータ復旧方法であっ
て、 前記ディスクアレイを構成する複数のディスク装置のい
ずれか１つが故障して、当該故障したディスク装置に代
えて予備のディスク装置を用いて前記ディスクアレイを
再構築する場合に、前記ホストコンピュータにより使用
されている有効な論理ブロックの論理アドレスを当該論
理ブロックが格納されている前記ディスクアレイの物理
アドレスに変換するためのアドレス変換情報が設定され
たアドレス変換テーブルに従って有効な論理アドレスを
検索するステップと、 前記有効な論理アドレスが検索される毎に、当該有効な
論理アドレスの示す論理ブロックに対応する物理アドレ
スの物理ブロックが前記故障ディスク装置上に存在する
か否かを前記アドレス変換テーブルに従って判定するス
テップと、 前記有効な論理ブロックに対応する物理ブロックが前記
故障ディスク装置上に存在すると判定された場合、その
物理ブロックを含む物理ストライプ中の前記故障ディス
ク装置以外の各ディスク装置上に存在するストライプユ
ニットを読み込むステップと、 前記読み込まれた各ストライプユニットから前記故障デ
ィスク装置のデータをブロック単位で復旧するステップ
と、 前記復旧されたデータを前記予備ディスク装置に書き込
むステップとを具備することを特徴とするデータ復旧方
法。 - 【請求項９】 複数のディスク装置から構成される冗長
化ディスク構成のディスクアレイを備え、ホストコンピ
ュータからの書き込み要求の指定するデータをブロック
単位に分割して書き込みバッファに詰めて蓄積し、当該
バッファに所定のブロック数のデータが蓄積された段階
で、その所定のブロック数のデータを含む１ストライプ
分のデータが、前記ディスクアレイ内の前記複数のディ
スク装置上の更新されるべきデータを保持している領域
とは別の空き領域内の物理的に連続する領域に書き込ま
れるディスクアレイ装置におけるデータ復旧方法であっ
て、 前記ディスクアレイを構成する複数のディスク装置のい
ずれか１つが故障して、当該故障したディスク装置に代
えて予備のディスク装置を用いて前記ディスクアレイを
再構築する場合に、前記ホストコンピュータにより使用
されている有効な論理ブロックの論理アドレスを当該論
理ブロックが格納されている前記ディスクアレイの物理
アドレスに変換するためのアドレス変換情報が設定され
たアドレス変換テーブルに従って有効な論理アドレスを
検索する第１の検索ステップと、 前記第１の検索ステップで検索された有効な論理アドレ
スの示す論理ブロックに対応する物理アドレスの物理ブ
ロックを含む物理ストライプ中の前記故障ディスク装置
以外の各ディスク装置上に存在するストライプユニット
を読み込むステップと、 前記読み込まれた各ストライプユニットを含む物理スト
ライプに含まれている物理ブロックに対応する論理ブロ
ックの論理アドレスのうちの有効な論理アドレスを前記
アドレス変換テーブルに従って検索する第２の検索ステ
ップと、 前記第２の検索ステップで検索された有効な論理アドレ
スに対応する有効なデータのうちの前記故障ディスク装
置のデータを、前記読み込まれた各ストライプユニット
からブロック単位で復旧するステップと、 前記第２の検索ステップで検索された有効な論理アドレ
スに対応する有効なデータのうちの前記読み込まれた各
ストライプユニット中の有効なデータ、及び前記復旧さ
れたデータを、ブロック単位で前記書き込みバッファに
書き込んで蓄積するステップと、 前記書き込みバッファに蓄積されたデータを含む１スト
ライプ分のデータが揃う毎に、当該１ストライプ分のデ
ータを、前記予備のディスク装置を含む新たなディスク
アレイを構成する各ディスク装置上の更新されるべきデ
ータを保持している領域とは別の空き領域内の物理的に
連続する領域に書き込むステップとを具備することを特
徴とするディスクアレイ装置。 - 【請求項１０】 前記物理ストライプは、１ストライプ
−（１ストライプユニット＋１ブロック）分のブロック
数の論理ブロックと、当該各論理ブロックの論理アドレ
スを含む１つの論理アドレスタグブロックと、前記１ス
トライプ−（１ストライプユニット＋１ブロック）分の
ブロック数の論理ブロック及び前記論理アドレスタグブ
ロックから構成される１ストライプ−１ストライプユニ
ット分のブロック数のブロックに対する１ストライプユ
ニット分のブロック数のパリティブロックとから構成さ
れており、 前記第２の前記ステップでは、前記読み込まれた各スト
ライプユニットに含まれている、または当該各ストライ
プユニットから復旧される論理アドレスタグブロック中
の各論理アドレスについて、前記アドレス変換テーブル
に従って有効であるか否かを判定することで、有効な論
理アドレスを検索することを特徴とする請求項９記載の
データ復旧方法。 - 【請求項１１】 前記第１の検索ステップでは、前記有
効な論理アドレスを当該論理アドレスの順番に検索する
ことを特徴とする請求項９記載のデータ復旧方法。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
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