JP2003296038A - Ｒａｉｄシステムにおいてストライプの連続アレイに書き込む方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 本発明は、各々が複数の記憶ブロックを有する複数の記
憶装置、例えばＲＡＩＤアレイにおけるデータの格納を
制御するための方法を特徴とする。本方法は、データに
関する複数の書き込み要求を受信し、それらの書き込み
要求をバッファリングすることを含む。ファイルシステ
ムは、ディスク接続形態情報に応じて、記憶ブロックの
グループを定義する。このグループには、前記複数の記
憶装置の各々における複数の記憶ブロックが含まれる。
書き込みを行なうデータの各データブロックは、それら
の記憶ブロックのうちの各々１つに関連していて、その
関連が複数の記憶装置に送信される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、概してデータ記憶
装置に関し、詳しくは、ディスクドライブアレイにおけ
る高信頼性電子データ記憶装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータシステムには情報（例えば
データやアプリケーションプログラムなど）を格納する
ための大量の二次記憶装置が必要であり、二次記憶装置
はディスクドライブ等によって提供されるのが一般的で
ある。コンピュータおよびそれに関連するプロセッサの
性能が向上するのにつれて、ディスクドライブの性能も
向上してきた。例えば、データ密度及びトラック密度が
向上し、磁気媒体が改良され、一台のディスクドライブ
あたりのヘッド数及びプラッタ数を大きくすることで、
より高いデータ転送速度が得られるようになった。

【０００３】大型ディスクドライブは極めて高価である
ので、さらに大きな容量や性能を得るためにドライブを
交換する場合、高いコストの追加が生じることになる。
また、単一ドライブシステムには、格納データの冗長性
に関して制限もある。システムの損害や置換は、ストレ
ージサービスに対するアクセスの一時的な損失や、デー
タの永久的損失を引き起こす可能性がある。

【０００４】複数のドライブをまとめて並列に接続する
ことによって、単一ディスクドライブシステムの欠点を
緩和することができる。データファイルを複数の塊に分
断して、並列にした複数のドライブから同時にアクセス
できるようにする場合がある。ディスクドライブを並列
に接続するこうしたシステムの１つは、「ＲＡＩＤ」
（Redundant Array of Inexpensive/independent disk
s）と呼ばれる。ＲＡＩＤシステムは、低コスト、高信
頼性ながら、大型の単一ディスクドライブシステムより
も大きな記憶容量を提供することができ、かつ、アレイ
の並列性によって高データ転送速度になっている。

【０００５】データブロックはストライプの形態でＲＡ
ＩＤシステムに書き込まれ、１ストライプはシステムの
ディスクドライブアレイにおいて各ディスクドライブ上
に１つの記憶ブロックを有している。データブロックは
各ドライブから同時に読み出すことができ、大きなファ
イルについても高速なデータアクセスを提供する。ま
た、ＲＡＩＤシステムは、ディスクドライブをアレイに
追加することで、記憶容量を徐々に増加させてゆくこと
ができる。ＲＡＩＤシステムでは、ディスクが故障した
場合、システム全体をシャットダウンすることなくその
ディスクを交換することができる。故障したディスク上
のデータは誤り訂正技術を用いて復元することができ
る。

【０００６】ＲＡＩＤシステムは、それに関連するディ
スクドライブの集まりを、ディスクドライブの１以上の
グループにおけるストライプの集まりとして見る。ドラ
イブのグループは、一般に「ＲＡＩＤグループ」と呼ば
れる。ストライプは、グループ内に所定の幾何配置で実
現されるのが通常である。すなわち、ストライプ内の各
ブロックは、そのディスクに対する同じオフセット（デ
ィスクブロック番号）に配置される。

【０００７】ＲＡＩＤシステムは、ＲＡＩＤレベル０〜
ＲＡＩＤレベル５と呼ばれる基本構成に関して定義され
るのが通常である。各レベルには、利点もあれば欠点も
ある。例えば、ＲＡＩＤレベル４のシステムは、複数の
ブロックからなるデータを、Ｎ台のデータディスク上に
Ｎ個の記憶ブロックからなる「ストライプ」として格納
する。ＲＡＩＤレベル４は、システム内の各ストライプ
に関する誤り訂正情報を格納する１台の特別なパリティ
ディスクドライブを追加する。

【０００８】ストライプ書き込みは、ファイルシステム
にとってもディスクドライバにとっても混乱を招くもの
である。ファイルシステムは通常、１つのファイルから
取り出したような関連データの格納のために、単一ドラ
イブ上の空間を割り当てることを好む。これによって、
その後の要求を予測することによりファイルアクセス時
間を削減する「先読み」動作が可能になる。ディスクド
ライバは、回転速度や、読み出し／書き込みのヘッドア
クセス時間など、ディスクの物理特性の利点が得られる
ように最適化される傾向にある。この場合も、関連デー
タブロックを同一ディスクドライブに格納することが有
利である。

【０００９】ＲＡＩＤシステムは、ディスク記憶ブロッ
クをストライプの観点から参照し、書き込み要求をスト
ライプの観点から取り扱う傾向がある。典型的には、パ
リティ計算のオーバヘッドを低減するため、１つのスト
ライプ書き込みになるまで複数のデータブロックを蓄積
する。ＲＡＩＤディスクアレイマネージャがストライプ
書き込みを処理する場合、関連ブロックデータは複数の
ドライブ上に分散される。

【００１０】発明の概要 本発明は、概して、複数の記憶装置を用いるストレージ
システムのアクセスタイム及び転送速度の効率を向上さ
せるための方法および装置に関する。一実施形態におい
て、本発明は、ストレージシステムを有するとともに複
数の記憶装置と通信するストレージシステムによるデー
タの格納を管理するための方法に関する。各記憶装置
は、データを格納するための複数のブロックを有する。

【００１１】一実施形態において、本方法は、ストレー
ジオペレーティングシステムのファイルシステム層によ
ってデータを記憶するための書き込み処理に複数のブロ
ックのうちのいずれの記憶ブロックを用いるかを識別す
ることによりブロックレイアウト情報を生成するステッ
プを含み、その識別されるブロックは、高度の局所性を
有するか、あるいは各々のディスク上で連続しているこ
とが好ましい。本方法は、前記ブロックレイアウト情報
をストレージオペレーティングシステムのファイルシス
テム層からＲＡＩＤ層へ転送するステップをさらに含
み、前記ブロックレイアウト情報に応じてＲＡＩＤ層が
書き込み処理の実行を制御することで、パリティ計算の
コストを実質的に最小限にする。パリティ計算のコスト
は、例えば、実施される読み出し処理の数を最小にする
ことや、パリティ計算のために読み出されるブロックの
チェーン長を実質的に最大にすることによって、実質的
に最小にすることができる。

【００１２】一実施形態では、書き込み処理を制御して
パリティ計算コストを実質的に最小にするステップは、
書き込み処理を検査するステップと、読み出しブロック
数を実質的に最小にするかそれとも読み出しブロックの
チェーン長を実質的に最大にするかを選択するステップ
と、前記ブロックレイアウト情報に応じて前記選択を実
施するステップとを含む。前記選択が読み出しブロック
数を実質的に最小にする方であった場合、前記書き込み
制御ステップは、１ストライプごとに、減算方法に基づ
いてパリティを計算するかそれとも再計算方法に基づい
てパリティを計算するかを判定し、選択されたその方法
をサポートする何らかの適当な読み出し処理を実施し、
パリティを計算するステップを含む。この判定は、いず
れの計算方法が最小の読み出し処理で済むかを検査する
ことによって行なわれる。一方、前記選択が読み出しブ
ロックのチェーン長を実質的に最大にする方であった場
合、前記書き込み制御ステップは、前記減算方法または
前記再計算方法をサポートするために読み出される記憶
ブロックの数を最小にしつつチェーン長を実質的に最大
にするため、いずれの記憶ブロックを読み出すべきかを
判断し、それらのブロックに対して読み出し処理を実施
し、パリティを計算するステップをさらに含む。

【００１３】一実施形態では、ＲＡＩＤ層はディスク接
続形態情報をファイルシステム層に公開する。ファイル
システム層は接続形態情報のデータベースを保持する。
ファイルシステム層は、ディスク記憶ブロック番号およ
び記憶ブロックの割り当てに関する情報を用いて、書き
込み処理のためのブロックレイアウト情報を作成する。

【００１４】他の実施形態において、本発明は、複数の
ブロックにおける記憶ブロックへのデータの格納を管理
するための方法に関する。この方法は、ブロックレイア
ウト情報を生成するステップと、前記ブロックレイアウ
ト情報に応じて、ストライプ集合における利用可能な記
憶ブロックすべてを実質的に用いることで誤り訂正パラ
メタの計算コストを実質的に最小限にしつつ、書き込み
処理に用いられる記憶ブロックのグループを識別するこ
とで複数の記憶装置のうちの一記憶装置内のチェーン長
を実質的に最大にするように、書き込み処理の実行を制
御するステップとを含む。一実施形態では、この誤り訂
正パラメタにはパリティの計算値が含まれる。

【００１５】さらに他の実施形態において、本発明は、
複数の記憶装置を有するストレージシステムであって該
記憶装置の各々が複数の記憶ブロックを有するストレー
ジシステムにおいてデータの格納を管理するための方法
に関する。この方法は、複数のストライプにまたがる所
定の記憶ブロック、及び、各記憶装置内の所定の記憶ブ
ロックを含む記憶ブロックのグループにデータを書き込
むステップを含む。この書き込みは、複数のストライプ
についての誤り訂正パラメタの計算コストを実質的に最
小にしつつ、各記憶装置内の記憶ブロックのチェーン長
を実質的に最大にするような方法で行なわれる。一実施
形態では、チェーン長は、データの書き込みに関して最
大にされるとともに、パリティ計算をサポートするため
の読み出しに関して最大にされる。

【００１６】さらに他の実施形態において、本発明は、
複数の記憶ブロックを有する複数の記憶装置、及び、前
記複数の記憶装置と通信するストレージマネージャを有
するストレージシステムに関する。このストレージマネ
ージャは、複数のストライプにまたがる所定の記憶ブロ
ック、及び、各記憶装置内の所定の記憶ブロックを含む
複数の記憶ブロックからなるグループにデータを書き込
み、誤り訂正パラメタの計算コストを実質的に最小にし
つつ、記憶装置内の記憶ブロックのチェーン長を実質的
に最大にするようにして、データの格納を処理するもの
である。

【００１７】さらに他の実施形態において、本発明は、
データの格納を管理するためのシステムに関する。この
システムは、複数の記憶ブロックを有する複数の記憶装
置と、前記複数の記憶ブロックと通信するストレージマ
ネージャと、前記ストレージマネージャおよび前記複数
の記憶ブロックと通信するブロックレイアウト情報生成
器と、前記複数の記憶ブロックおよび前記ストレージマ
ネージャと通信する誤り訂正パラメタ計算器とを含む。
前記ストレージマネージャは、前記ブロックレイアウト
情報生成器からのブロックレイアウト情報に応じて、書
き込み処理に用いられる記憶ブロックのグループを識別
することによりその書き込み処理の実行を制御し、誤り
訂正パラメタ計算器によるそれらのストライプについて
の誤り訂正パラメタの計算コストを最小にしつつ、記憶
装置内のチェーン長が最大になるようにするものであ
る。

【００１８】さらに他の実施形態において、本発明は、
記憶ブロックへのデータの格納を管理するための方法に
関する。この方法は、ブロックレイアウト情報を生成す
るステップと、誤り訂正計算の第１の数を動的に判定す
るステップと、チェーン長に対応する第２の数を判定す
るステップと、前記ブロックレイアウト情報に応じて、
書き込み処理に用いられる記憶ブロックのグループを識
別することによってその書き込み処理の実行を制御し、
１ストライプにわたる誤り訂正パラメタの計算を第１の
数だけ実施しつつ、記憶装置内が第２の数のチェーン長
になるようにするステップとを含む。

【００１９】ＲＡＩＤのコンテクストにおいて、実施形
態の中には、書き込み要求をバッチ処理することによっ
てそれらの利点を実現しているものもあり、バッチ要求
のデータを記憶するために複数のストライプに空間を割
り当て、データをそれらのストライプのチェーン全体に
書き込むものがある。このように、本発明の特徴は、各
ディスクドライブに対して垂直に書き込みを行ないたい
という要求と、パリティ判定の際の効率を求めるために
ストライプ全体に書き込みを行ないたいという要求との
バランスをとることである。

【００２０】本発明の上記のおよびその他の目的、態
様、特徴及び利点は、下記の説明および特許請求の範囲
の記載から、さらに明らかになるであろう。

【００２１】

【発明の実施の形態】「ファイル」、「データ」及び
「データファイル」という用語は、本明細書では、アナ
ログ手段またはデジタル手段を介して記憶及び／又は転
送可能なデータの任意のエンティティを指すものと考え
る。エンティティは、アナログ形態で生成される場合も
デジタル形態で生成される場合もあり、様々な時点でア
ナログ形態やデジタル形態で格納される。エンティティ
は、電気的手段、電気磁気的手段、電気光学的手段、光
学的手段、及び、その他の手段に記憶する能力をもち、
２つの異なる物理的位置間で、特に電気、無線、及び光
学ベースの通信を介して、転送する能力を持つ。

【００２２】概要として図１ａを参照すると、本発明に
従って構成されたデータ記憶システムの一実施形態に
は、複数のデータ記憶装置すなわちディスク９０Ａ、９
０Ａ'、９０''（まとめて９０と呼ぶ）、及び、パリテ
ィ記憶装置すなわちディスク９２Ａが含まれる。各記憶
装置には、複数の記憶ブロックすなわち記憶位置が含ま
れる。この図では装置が記憶ディスクとして図示されて
いるが、固体ディスクなど、任意のランダムアクセス持
続性記憶装置を用いることができる。そのようなディス
クのグループの一実施形態が、ＲＡＩＤアレイである。

【００２３】このアレイに書き込まれるデータは、複数
のデータディスクにわたって一連のストライプ９４Ａ、
９４Ａ'、９４''（まとめて９４と呼ぶ）として書き込
まれ、それらのストライプに関するパリティ値がパリテ
ィディスク９２Ａ上に書き込まれる。さらに、本発明で
は、チェーン９６Ａと呼ばれる同一ディスク９０上の一
連のブロックに対して、データの書き込みが可能であ
る。同一ディスク９０に複数のデータブロックを書き込
むことによって、そのデータに関するアクセスタイムが
短くなる。

【００２４】本発明の特徴は、記憶装置アクセスおよび
パリティ計算オーバヘッドの最適化を可能にする。記憶
装置アクセスの最適化は、書き込み処理に関するチェー
ン長を最大にすることによって行なうことができる。パ
リティ計算オーバヘッドの最適化は、書き込み処理の際
にパリティディスク９２Ａを更新するために読み出す必
要がある記憶ブロックの数を最小にすること、または、
パリティ計算に必要な読み出しのチェーン長を最大にす
ることによって、行なうことができる。

【００２５】本明細書で用いられるように、一実施形態
において、「チェーニング」とは、ディスクドライブ上
の連続したデータ、即ち、ＤＢＮが連続しているブロッ
クに対する単一Ｉ／Ｏのための読み出し／書き込みデー
タである。他の実施形態では、チェーニングは、介在記
憶ブロックがすでに割り当てられていたり、Ｉ／Ｏに利
用できなかったりする場合もある連続ではないが可能な
限り互いに近接している（「局所性」と呼ばれる）ブロ
ックに対する単一Ｉ／Ｏにおける読み出し／書き込みデ
ータである。

【００２６】「チェーン長」は、１チェーン内に含まれ
るブロック数を意味する。「チェーン長の最大化」は、
ディスク上で可能な限り長いチェーンを得るための処理
であり、チェーン長はそのディスク上の記憶ブロック数
までに限られ、例えば、チェーンの組み立てやＩ／Ｏの
実行の際の過度の待ち時間を避けるため、あるいは、Ｉ
／Ｏを実施するために必要なリソースの利用可能性に対
する制約から、もっと小さい妥当な数に制限される場合
もある。チェーン長の最大化は、各ディスクについて個
別に実施することもできるし、アレイ全体のすべてのデ
ィスクの結合について実施することもできる。

【００２７】最大チェーン長の書き込み処理を可能に
し、最大数の完全ストライプが書き込まれるようにする
ため、データ書き込み要求はファイルシステム層によっ
て収集、すなわちバッファリングされる。同一ファイル
のファイルシステムレイアウトブロックは、順番に（即
ち、ファイル内の順番と同じ順番で）、現在の書き込み
処理の後に処理される読み出し処理の際の先読み性能を
最適化する。

【００２８】ファイルシステム層は、ディスク９０を管
理するＲＡＩＤ層から受信したディスク９０接続形態情
報を用いて、収集したデータ書き込み要求に関する書き
込み処理について、ストライプ９４の記憶ブロックを選
択する。この接続形態情報には、ディスクドライブのサ
イズ、アレイ内のディスクドライブ数、その他の情報を
含めることができる。ファイルシステム層は、ブロック
レイアウト情報を生成する際にこの接続形態情報を利用
して、バッファリングした書き込み要求のデータブロッ
クを選択されたストライプにおける空き記憶ブロックに
関連付け、次いでそのストライプが書き込み処理を割り
当てる。

【００２９】ファイルシステム層は、書き込み処理に用
いるべき記憶ブロックを選択し、チェーン９６Ａの最大
長を提供する。これは、データブロックの「関連」集合
（すなわち、単一書き込み処理のために収集され、デー
タバッファに保持されたデータブロック）は、ディスク
の近接した記憶ブロックに書き込まれることが多いとい
うことを意味している。パリティ計算を最小限にするた
め、ファイルシステム層は、バッファリングした書き込
み要求のデータブロックを、選択されたストライプ内の
可能な限り多くの空きブロックに関連づけ、好ましくは
選択されたストライプ内のすべての空き記憶ブロックに
関連付ける。

【００３０】書き込み処理を完了するため、記憶するデ
ータブロック（あるいは、そのデータブロックに対する
メモリ参照）、及び、ブロックレイアウト情報がＲＡＩ
Ｄ層に転送される。このようにして、ＲＡＩＤ層には、
全書き込み処理を処理できることが通知される。さら
に、パリティ計算のコストを最小限にするため、ＲＡＩ
Ｄ層は、ブロックレイアウト情報に応じてその書き込み
処理を実行し、Ｉ／Ｏ処理を効率的にすることができ
る。

【００３１】ＲＡＩＤ層は、例えば減算方法や再計算方
法など、適当なパリティ計算方法を選択し、選択したス
トライプの各々について、いわゆる「最小コストのパリ
ティ計算方法」を用いることができる。この選択は、各
ストライプにおけるデータ書き込み先の記憶ブロックの
数および位置、並びに、接続形態情報に応じて行なわれ
る。「減算方法」とは、書き込みを行なうデータブロッ
ク（例えばＷ１、Ｗ２）の前の内容、及びそのストライ
プについてのパリティデータ（Ｐ）を読み出し、そのス
トライプに書き込む新たなデータブロック（例えばＷ
１'、Ｗ２'）をデータバッファから取得するような、ス
トライプのパリティ計算方法を意味している。次いで、
そのストライプに関する新たなパリティデータ（Ｐ'）
を、次の式に従って計算する： Ｐ' ＝ Ｗ１ ＸＯＲ Ｗ２ ＸＯＲ Ｐ ＸＯＲ
Ｗ１' ＸＯＲ Ｗ２' ただしＸＯＲは排他的論理和演算とする。

【００３２】「再計算方法」とは、ストライプのデータ
ブロックのうち、書き込みを行なうデータブロック以外
のデータブロック（例えばＷ３、Ｗ４）の内容を読み出
し、そのストライプに新たに書き込むデータブロック
（例えばＷ１'、Ｗ２'）をデータバッファから取得する
ような、ストライプのパリティ計算方法を意味してい
る。次いで、そのストライプについての新たなパリティ
データ（Ｐ'）を次の式： Ｐ' ＝ Ｗ１' ＸＯＲ Ｗ２' ＸＯＲ Ｗ３ ＸＯ
Ｒ Ｗ４ に従って計算する。

【００３３】図１ｂは、ディスクアレイの一例を示すも
のであり、最小コストのパリティ計算方法を例示するた
めに用いられる。図１ｂは、ＲＡＩＤレベル４に従う例
として、４台のデータ記憶ディスクと１台のパリティデ
ィスクとで構成されたＲＡＩＤアレイを図示したもので
ある。この図では、頭に１から４まで数字を付したデー
タディスクとＰで示されるパリティディスクとを用い
て、ディスクが列として図示されている。アレイと交差
するストライプは行として表現され、左側に１から６ま
で数字が付けられている。このように、４×６の格子は
２４個のデータ記憶ブロックを表わしていて、各ストラ
イプは、そのストライプに関するパリティブロックを有
し、パリティブロックは対応するストライプ内のデータ
ブロックの内容から計算されたパリティデータを格納し
ている。便宜上、各々の記憶ブロックは、それがデータ
用であってもパリティ用であっても、Ｘをアレイ内のブ
ロックの行の番号とし、Ｙをアレイ内のブロックの列の
番号としたとき、ＸＹによって一意に識別できるものと
する。

【００３４】図１ｂには、書き込み処理の保留に関する
データ格納に割り当てられた記憶ブロックも図示されて
いる。図面において、割り当てられた記憶ブロックは
「Ｗ」で示し、パリティを格納しているブロックは
「Ｐ」で示し、保留中の処理に割り当てられたブロック
は「−」（ハイフン）で示している。従って、次のブロ
ック：１１、２１、３１、３２、３３、４１、５１およ
び６１が書き込まれていて、パリティブロックの各々に
はパリティデータＰが格納されている。

【００３５】この例において最小コストのパリティ計算
方法を実施する場合、パリティ計算をサポートするため
に必要なデータ及びパリティをアレイから取得するた
め、多数の読み出し処理が必要である。この読み出し処
理は、多数の代替方法のうちのいずれを用いて実施する
こともできる。実施形態は、それらの方法のうちの１つ
または他の方法を用いるように設計することもできる
し、書き込み処理実行中にいずれの方法を使用するかの
選択を動的に実施することもできる。

【００３６】第１の方法は、１つの方法で可能である場
合は常に同一記憶装置からの複数の読み出しをまとめて
チェーニングしつつ、パリティ計算を効率的にするため
に必要な読み出し処理の最小数を１ストライプごとに判
定することを伴う。この場合、アレイを検査して、各ス
トライプにおける書き込みを行なうべき記憶ブロックの
数を確認する。各ストライプにおいて、書き込みを行な
うべきブロック数が記憶ブロックの総数の半分を超える
場合は再計算方法を選択して使用し、その数が半分を超
えない場合は減算方法を選択する。ちょうど半分であっ
た場合、複数のパリティ計算方法のうちの１つまたはそ
の他を実施形態に選択することができる。図示の例で
は、行１および２については減算方法が選択され、行３
については再計算方法が選択され、行４〜６については
減算方法が選択される。

【００３７】その選択を行なった後、選択したパリティ
計算方法を実施する。図示の例では、記憶ブロックから
データ及びパリティを次のように読み出すことにより、
最小回数の読み出し処理を実現することができる： Ｒｅａｄ １１、２１ Ｒｅａｄ ３４ Ｒｅａｄ ４１、５１、６１ Ｒｅａｄ １Ｐ、２Ｐ Ｒｅａｄ ４Ｐ、５Ｐ、６Ｐ このように、この例の場合、新たに書き込むパリティを
計算するため、５つのチェーンで構成された１２回の読
み出し処理を用いて、アレイからデータ及びパリティを
効率よく取得することができる。このような読み出し処
理を実施することによって、プロセッサ及びメモリリソ
ースの消費が最小限で済む。

【００３８】第２の方法は、読み出しを行なうブロック
数を最小限にし、減算方法でも再計算方法でもすべての
読み出しストライプにおけるパリティを計算できるよう
にしつつ、チェーン長を実質的に最大にするように、読
み出しを行なうべき記憶ブロックを識別する。選択され
たパリティ計算方法（すなわち減算または再計算）は、
１ストライプ当たりの読み出し回数とは無関係に、必要
な読み出し処理がアレイ全体中の最大チェーン長になる
ようにして、実施される。図示の例では、それらの読み
出し処理についての最大チェーン長は、次の読み出し処
理によって得られる： Ｒｅａｄ １１、２１、３１、４１、５１、６１ Ｒｅａｄ ３２ Ｒｅａｄ ３３ Ｒｅａｄ １Ｐ、２Ｐ、３Ｐ、４Ｐ、５Ｐ、６Ｐ このように、この例の場合、新たに書き込むパリティを
計算するため、最大平均チェーン長を有する４つのチェ
ーンで構成された１４回の読み出し処理を用いて、アレ
イからデータ及びパリティを効率よく取得することがで
きる。このような読み出し処理を実施することによっ
て、ディスクアクセスのための総合的なオーバヘッドが
最小になる。

【００３９】本発明の好ましい実施形態は、パリティ計
算の最小コストが得られる方法を選択して読み出し処理
を実施するため、それら２つの代替方法のうちの一方ま
たは両方を使用する。例えば、システムがメモリに制限
をもつ場合は第１の方法を選択することによってメモリ
の使用量が最小することができ、システムがディスクバ
ンド幅に制限をもつ場合は第２の方法を選択することに
よってバンド幅使用量を低減させることができる。この
ように、本発明は、システム構成にとっていずれが適し
ていると判定されたとしても、最小回数読み出しの方法
または最大チェーン長の方法のいずれかに従って読み出
し処理を実行するように実施することができる。

【００４０】従って、ディスクバンド幅には制限がある
がＣＰＵやメモリには制限のないシステムの場合、ＲＡ
ＩＤ層は、ファイスシステム層によって作成されたブロ
ックレイアウト情報を評価することにより、パリティ計
算に必要な読み出しについてのチェーン長を最大にする
ことが好ましい。それを行なうため、一実施形態では、
ＲＡＩＤ層が異なるディスク上にあるブロックチェーン
の様々な組み合わせを識別し、各組み合わせについて平
均チェーン長を計算し、最大平均チェーン長の組み合わ
せに属するブロックを読み出し処理の際に読み出すブロ
ックとして指定する場合がある。このようにして、アレ
イ全体の全ディスクの組み合わせについて、チェーン長
の最大化が実施される。

【００４１】好ましい実施形態において、本発明は、複
数のストライプに対する同時書き込みをサポートしたフ
ァイルシステムを特徴とする。このファイルシステム
は、書き込み要求及び接続形態情報を受信する。このフ
ァイルシステムは、ディスク接続形態情報および書き込
み要求に応じてブロックレイアウト情報を作成し、ＲＡ
ＩＤ層によって処理される単一Ｉ／Ｏ書き込みトランザ
クションを作成する。

【００４２】ブロックレイアウト情報は、複数のストラ
イプを前記書き込みＩ／Ｏトランザクションによって書
き込まれるデータに関連付ける。この複数のストライプ
には、記憶ブロックのマトリクスすなわち２次元アレイ
として定義することができる一群の記憶ブロックが含ま
れる。一実施形態において、このファイルシステムは、
複数の書き込み要求を１つの書き込みＩ／Ｏトランザク
ションにまとめる。他の実施形態において、本発明は、
ＲＡＩＤ層が、ファイルシステムと協働して記憶ブロッ
クのアレイに対する書き込み処理を可能にするように構
成されたストレージマネージャを有していることをさら
に特徴とする。例えば、ＲＡＩＤ層は、書き込みを行な
うデータと２以上のストライプに分散された一群の記憶
ブロックとの関係を指定するブロックレイアウト情報に
応じて、単一書き込みトランザクションを処理すること
ができる。

【００４３】一実施形態において、ＲＡＩＤ層は、ファ
イルシステムに接続形態情報を公開することによって、
ファイルシステムが書き込みトランザクションのために
ブロックレイアウト情報を作成できるようにする。さら
に、好ましい実施形態におけるファイルシステムは、割
り当てられた記憶ブロックおよび未割り当ての記憶ブロ
ックに関する情報を受信及び／又は維持する。ファイル
システムは、この情報を検査し、それを用いてＲＡＩＤ
グループに書き込むためのブロック位置を最適化する。

【００４４】図２は、ストレージアクセス要求、すなわ
ち、ディスクドライブ２１を含むディスクドライブアレ
イ２０に対する書き込み要求および読み出し要求を管理
するストレージシステム１０の実施形態を示すものであ
る。ストレージシステム１０には、ファイルシステム１
１、記憶要求バッファ１２、ディスクアレイマネージャ
１３、ストレージディスク接続形態情報１４、及び、デ
ータブロックを一群の記憶ブロックに関連付けるブロッ
クレイアウト情報１５が含まれる。アレイ２０には、デ
ィスクドライブ２１のうちの少なくとも１台がパリティ
を格納しているＲＡＩＤアレイを用いることができる。

【００４５】クライアント３１は書き込み要求４１をス
トレージシステム１０に送信する。書き込み要求４１
は、格納すべきデータを識別するものであったり、ある
いは、格納すべきデータを含むものである。

【００４６】ストレージシステム１０のファイルシステ
ム１１は、書き込み要求４１などのクライアントＩ／Ｏ
要求を評価および管理する。一実施形態における書き込
み要求４１は、ディスクアレイ２０に対する単一書き込
み処理を実施する前に、要求バッファ１２に格納され
る。

【００４７】ディスクアレイマネージャ１３は、ファイ
ルシステム１１とアレイ２０の中間に示されているよう
に、ディスクアレイ２０に対するアクセス要求を管理す
る。また、ディスクアレイマネージャ１３は、ファイル
システム１１に対するディスクアレイ接続形態すなわち
ディスクアレイ構成の更新も行なう。ディスク接続形態
情報１４には例えば、ディスクドライブ２１のＩＤやド
ライブ２１の記憶空間に関する情報（例えばディスクサ
イズなど）、あるいは、アレイ内のディスクドライブの
ＩＤや順番に関する情報などが含まれる。

【００４８】ディスク接続形態情報１４には、記憶ブロ
ック番号などの記憶ブロック識別子を含めることが好ま
しい。実施形態の中には、接続形態情報１４に記憶ブロ
ックの仮想ブロック番号（ＶＢＮ）を含めて、ディスク
アレイマネージャ１３がＶＢＮからディスクブロック番
号（ＤＢＮ）へのマッピングを管理するものがある。デ
ィスクドライブの各々は、複数の同時マッピングをサポ
ートできることが好ましいが、ディスクドライブの記憶
空間すべてをマッピングする必要はない。

【００４９】書き込み要求４１は、単一書き込みトラン
ザクションによって記憶装置に書き込むのに十分なだけ
のデータブロックが収集されるまでバッファリングされ
る。好ましい実施形態では、書き込み要求４１は、単一
書き込みトランザクションを行なうため、ファイルシス
テム１１によって決められているような１以上の基準が
満たされるまでバッファリングされる。例えば、書き込
み要求４１は、最適な書き込みトランザクションが実行
できるようになるまでバッファリングされたり、システ
ムタイマーがその書き込みトランザクションを実行すべ
きことを示すまでバッファリングされる場合がある。

【００５０】次に、ファイルシステムマネージャ１１
は、単一書き込み処理を行なうため、ディスク接続形態
情報１４を用いて、バッファリングされたデータブロッ
クをディスク記憶ブロックに関連付けるブロックレイア
ウト情報１５を構成する。ブロックレイアウト情報１５
は、バッファリングされた書き込み要求４１の各データ
ブロックを、記憶ブロックグループにおける記憶ブロッ
クに関連付ける。グループには各ディスクドライブ２１
の２以上の記憶ブロックを含めることができ、チェーン
を最大にするため、最適には、少なくとも複数のディス
クドライブ２１の２以上の記憶ブロックが含められる。

【００５１】書き込みトランザクションの処理のため、
ブロックレイアウト情報は、ディスクアレイマネージャ
１３に転送される。ディスクアレイマネージャ１３は、
ブロックレイアウト情報１５を含む書き込みトランザク
ション要求を受信し、その単一書き込みトランザクショ
ンに関する１以上のストライプを識別する。これに対し
て従来のシステムは一般に、単一のストライプ書き込み
トランザクションをＲＡＩＤ層に送信している。このよ
うに、本発明の特徴は、完全な書き込みトランザクショ
ンをＲＡＩＤ層に転送することが可能であるということ
である。

【００５２】次に図３を参照すると、ファイルシステム
１１及びディスクアレイマネージャ１３は、ソフトウェ
アでもファームウェアでも実施することができ、例えば
ソフトウェアアプリケーション、コンピュータオペレー
ティグシステムの一部、あるいは、入出力制御装置とし
ても実施することができる。これらは、ストレージシス
テム１０の単一の構成要素内で実施することもできる
し、個別の構成要素内で実施することもできる。

【００５３】図３は、図１の実施形態に対応するストレ
ージシステム１０Ａの実施形態を示している。ストレー
ジシステム１０Ａには、ネットワークアダプタ３１０、
メモリ３３１を有するプロセッサ３３０、メモリ３２
０、及び、ストレージアダプタ３４０が含まれる。プロ
セッサは、ファイルシステム１１を実現するオペレーテ
ィングシステム及び／又はアプリケーションをサポート
することができる。

【００５４】メモリには、オペレーティングシステム、
アプリケーションプログラム、及び、その他データを格
納することができる。プロセッサ３３０及びアダプタ３
１０、３４０には、処理要素及び／又は論理回路が含ま
れる。例えば、このプロセッサは、コンピュータマイク
ロプロセッサ集積回路である場合がある。電子記憶技術
分野の当業者であれば、本発明の特徴を実現するための
他のハードウェア手段、ファームウェア手段、及び、ソ
フトウェア手段も考えつくであろう。

【００５５】ネットワークアダプタ３１０は、ネットワ
ークを介してストレージシステム１０Ａをクライアント
３１に接続するための構成要素を有する。このネットワ
ークは、直接接続を提供するものである場合も、共有通
信路を提供するものである場合もある。クライアント３
１及びストレージシステム１０Ａは、クライアント／サ
ーバ通信モデルを実施することができる。パケットの交
換によって、クライアント３１はストレージサービスを
要求することができ、ストレージシステムはクライアン
ト３１に応答することができる。これらのパケットは、
例えばインターネットプロトコルやネットワークファイ
ルシステムプロトコルを用いてカプセル化することがで
きる。

【００５６】クライアント３１には任意の種類のコンピ
ュータシステムが含まれ、例えば、パーソナルコンピュ
ータ、ワークステーション、サーバ、メインフレームコ
ンピュータ、あるいは、その他コンピュータ装置が含ま
れる。あるいは、クライアント３３１は、ＰＤＡや携帯
電話など、可搬式コンピュータ装置であってもよい。ま
た、クライアント３１は、サーバベースのコンピューテ
ィングモデルに従って動作する任意の端末（ｗｉｎｄｏ
ｗｓ(R)ベースまたは非ｗｉｎｄｏｗｓ(R)ベースの）や
シン・クライアント装置であってもよい。

【００５７】クライアント３１及び／又はディスクドラ
イブ２１は、インターネットなどのワイドエリアネット
ワーク（ＷＡＮ）を介してストレージシステム１０と通
信することができる。ストレージシステム１０は、ファ
イルサーバ（ファイラーとも呼ばれる）として実施さ
れ、クライアント３１サイトに存在する場合もあるし、
ローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）などのサイトネ
ットワークを介してクライアント３１にネットワーク接
続される場合もある。また、サーバは、サイト外に存在
させ、クライアント３１及び／又はディスク装置２１か
ら取り除くこともできる。

【００５８】ストレージアダプタ３４０は、ディスクア
レイ２０に対するインタフェースを提供するものであ
る。あるいは、アダプタは、他の種類の記憶媒体を含む
記憶装置に対するインタフェースである場合もある。記
憶媒体には、例えば、光ディスク、磁気テープ、バブル
メモリ、及び、トランジスタベースのランダムアクセス
メモリなどが含まれる。

【００５９】ストレージアダプタ３４０は、プロセッサ
３３０上で実行されているストレージオペレーティング
システム及び／又はアプリケーションソフトウェアと協
働して、クライアント３１からのデータ要求を処理す
る。ストレージアダプタ３４０は、例えば、高性能ファ
イバーチャネルシリアルリンク接続形態によって、アレ
イ２２０とのインタフェースをとる。ディスクドライブ
２１に対するデータ書き込みやデータ読み出しは、プロ
セッサ３３０及び／又はアダプタ３４０によって処理さ
れる。その後、読み出されたデータは、ネットワークア
ダプタを介してクライアント３１に転送される。

【００６０】ディスクドライブアレイ２０は１以上のボ
リュームとして実施することができ、ボリュームの各々
はディスク記憶空間の論理配置を定義する記憶ディスク
を含む。各ボリュームは、それ独自のファイルシステム
に関連付けられている。ボリューム内のディスクドライ
ブは通常、１以上のグループのＲＡＩＤディスクとして
編成される。ボリューム内のディスクドライブは、ディ
スクドライブの集まりである２以上のミラー、すなわち
「プレックス」に編成することができる。プレックス
は、ミラーデータを他のプレックス（単数の場合も複数
の場合もある）に格納することにより、データの信頼性
を向上させるものである。ミラー構成については、図１
１を参照してさらに説明する。

【００６１】図４は、例えば図２のストレージシステム
１０のファイルシステム１１によって実現されるような
記憶装置アレイに対するデータの格納を制御するための
方法の一実施形態を示すフロー図である。処理の後、例
えばバッファリングした要求を除去することにより、要
求バッファ１２を初期化する（ステップ７１）。クライ
アント３１から書き込み要求４１を受信し（ステップ７
２）、それを要求バッファ１２にバッファリングする
（ステップ７３）。例えばミラー再同期のため、ストレ
ージシステム内で他の書き込み要求を生成することもで
きる。書き込み要求４１には、格納すべきデータ、及び
／又は、格納すべきデータに対する参照が含まれる。参
照には、例えば、ポインタや、複数レベルの間接参照が
含まれる。データには、ディスクドライブ２１の記憶ブ
ロックに対応するサイズの複数のデータブロックが含ま
れる。このデータには、ブロックの一部だけしか埋めら
れていないデータも含まれる場合がある。

【００６２】最終的に、十分な量のデータブロックが要
求バッファ１２にバッファリングされ、バッファ参照に
よって参照される（ステップ７４）。この十分な量のデ
ータというのは、１以上の基準に従って判定される。一
実施形態において、この基準は、書き込みトランザクシ
ョンに十分なサイズである場合がある。例えば、書き込
み要求４１は、書き込みトランザクションがファイルシ
ステム１１によって処理することができる最適な長さに
なるまでバッファリングされる場合がある。他の基準と
しては、利用可能な書き込みバッファの枯渇などがあ
る。

【００６３】本発明の一実施形態は、書き込み用バッフ
ァを論理的にグループ分けする。バッファのグループ分
けは、例えば、ファイルシステム層により所定の基準に
基づいて実施される。基準には、例えば、書き込みトラ
ンザクションのためにバッファリングしている（書き込
みすべき）データブロックの数やサイズが効率的なディ
スクアクセスを行なうために十分な程度の短い待ち時間
及び／又はチェーン長を維持するように選択された所定
のしきい値に達することや、利用可能な書き込みバッフ
ァの数が所定の低いしきい値に達することなどが含まれ
る。

【００６４】ＲＡＩＤ層が個別の装置としてそれらのグ
ループに作用し、そのチェーン読み出し及びチェーン書
き込みをそれらのグループに基づいて行なう場合、実質
的に最適なチェーン長が保証される。このように、ファ
イルシステム層とＲＡＩＤ層は、従来技術の方法のよう
に各々のタスクを別々に実施するのではなく、書き込み
要求の最適な実行を促進するように協調動作する。

【００６５】従来の方法では、ファイルシステム層がス
トライプ書き込みを個別にＲＡＩＤ層へ送信し、ＲＡＩ
Ｄ層（この目的ではディスクドライバも含まれると考え
る）は複数のストライプ書き込みについて読み出し及び
書き込みのチェーン長がより長くなる関連付け方法を判
定する際に、独自の発見方法を使用していた。このよう
な方法では一般に、最適チェーン長が短くなってしま
い、得られる結果も確定的でなくなる。

【００６６】ファイルシステム１１は、ディスクドライ
ブアレイ２０の一群の記憶ブロックにおいてデータブロ
ックを未割り当ての記憶ブロックに関連付けるためのブ
ロックレイアウト情報１５を生成する（ステップ７
５）。このブロックレイアウト情報１５は、例えば、一
群の記憶ブロックにおけるデータブロックと空き記憶ブ
ロックとの関係などにすることができる。

【００６７】一実施形態において、ブロックレイアウト
情報は、（ａ）データブロックの書き込み先にあたるデ
ィスクのＤＢＮ及びＩＤを用いてそれらの記憶ブロック
を指定するとともに、（ｂ）その書き込みに必要な最小
オフセットストライプ及び最大オフセットストライプを
指定する。

【００６８】ブロックレイアウト情報を生成するための
実施形態は、次の重要な目的を実現するように試みるも
のでなければならない、即ち：（１）ディスク上の連続
した空きブロックを選択して１ファイル内の連続したブ
ロックにレイアウトすること（これは、後続の読み出し
Ｉ／Ｏトランザクションにおけるファイルの先読み能力
を向上させることを意図している）、（２）満杯のスト
ライプを書き出して、ＲＡＩＤ層がパリティを効率よく
計算および更新できるようにすること、（３）書き込み
に関する長いチェーン長をＲＡＩＤ層に与えること、及
び、（４）すべての空きブロックを使いきり、ファイル
システム空間が完全に利用されるようにすることであ
る。

【００６９】連続したディスクブロックへの書き込みは
同一ディスク内の複数ブロックへの割り当てを意味して
いる一方、満杯のストライプの書き出しはＲＡＩＤグル
ープにまたがる割り当てを意味しているので、目的
（１）と目的（２）は、互いに対立するものであるとい
うことに注意すべきである。これら２つの要件のバラン
スをとるために、ファイルシステム層は、特定ディスク
に割り当てられるファイルのブロック数を所定数に制限
し、そのしきい値に達した場合、それ以上の書き込みに
ついては別のディスクを選択する場合がある。また、特
定空きブロックの割り当てによって最適チェーン長でな
くなる可能性があるので、目的（３）と目的（４）も対
立する場合がある。従って設計者は、それらの目的が対
立した場合、それらの実現を妥協してそれらの目的に優
先順位をつけた実施形態を作成することができる。

【００７０】次にそれらの目的を達成するための一例示
的実施形態について説明する。この実施形態では、ファ
イルシステム層における書き込み割り当てが一度に１フ
ァイルづつ実施され、各ファイルについて、そのファイ
ルに「属する」バッファがそのファイル内のブロック番
号（「ＦＢＮ」）の順番で割り当てられる。ステップは
次のようになる： （１）書き込み割り当てに対して次のファイルを選択す
るステップ。 （２）特定ベースオフセットに対する最小の空きＤＢＮ
を有するディスクであって、その領域にもっと空き空間
を割り当てることが選択されているディスクを選択する
ステップ。そのような相対的空き具合の判定は、いくつ
かの代替手段によって行なうことも可能である。この実
施形態の場合、ファイルシステム層がディスクの各領域
について空きブロックのカウントを保持している。この
一連のカウントをサーチすることにより、比較的空いて
いる領域を見付けることができる。 （３）現在のファイルの次のバッファを、選択されたデ
ィスクの２番目に空きが少ないＤＢＮに割り当てるステ
ップ。 （４）ブロックレイアウト「全体」が書き込み割り当て
されているか否かをチェックするステップ。ブロックレ
イアウト「全体」は、ストライプの所定範囲にある全て
の空きブロックの割り当てとして定義される。すでに割
り当てられている場合、ブロックレイアウト情報をＲＡ
ＩＤ層に渡す。 （５）現在のファイルについてバッファがなくなるま
で、または、ＦＢＮが所定の境界に達するまで、ステッ
プ（３）及び（４）を繰り返し、そうでなければステッ
プ（６）へ進むステップ。 （６）現在のファイルがまだバッファを有している場合
はステップ（２）へ進み、そうでない場合、書き込み割
り当てすべきファイルがまだあればステップ（１）へ進
むステップ。それ以上ファイルが無い場合、アルゴリズ
ムは終了する。

【００７１】この実施形態は、あらゆる状況において最
大書き込みチェーン長を可能にしているだけでなく、利
用可能な空間を埋める処理に優先順位も設けている点に
も注意してほしい。代替実施形態は、これと逆のことを
行って、チェーン長を最大にするための選択を与える場
合もある。しかしながら、この実施形態でも良好なチェ
ーン長が得られる理由は、書き込み割り当て器がより空
き空間の多いＲＡＩＤグループの領域を優先的に選択す
るからである。従って、上記アルゴリズムに従って、あ
るブロックが大量の空き空間を有するディスク領域の書
き込み割り当てに選択された場合、後続の近隣ブロック
がそのファイルの後続ブロックに書き込み割り当てされ
るように選択される。

【００７２】図４を参照すると、ブロックレイアウト情
報１５を生成した後、本方法は、レイアウト情報１５に
従って例えば複数のストライプに対してチェーン書き込
みすることにより、バッファリングしたデータブロック
の記憶ブロックに対する書き込みを実行する（ステップ
７６）。具体的には、この方法は、少なくともいくつか
のデータブロックを一台のディスクドライブに書き込む
一方で、他の関連データブロックを他のディスクドライ
ブに書き込み、好ましくは同じストライプ内に書き込
む。従って、同一ドライブ上の複数の記憶ブロックに書
き込むこと、及び、ストライプ内に複数の記憶ブロック
に書き込むことの利点を実現することができる。ブロッ
クレイアウト情報１５に従ってデータブロックを一群の
記憶ブロックに格納するため、データブロックがディス
クドライブアレイ２０に送信される（ステップ７６）。
従って、ＲＡＩＤ層は、書き込みについて最適チェーン
長を有する完全な書き込みトランザクションＩ／Ｏ要求
を受信する。

【００７３】従って、ストレージシステム１０は、ＲＡ
ＩＤアレイ内の連続したストライプを含む記憶ブロック
の２次元グループに対するバッファリングしたデータの
書き込みを処理することができる。また、チェーン読み
出しを最適化することにより、パリティ計算オーバヘッ
ドを低減させることもできる。さらに、好ましい実施形
態では、ＲＡＩＤ層は、ブロックレイアウト情報１５を
用いてパリティ計算方法を選択することで、パリティ計
算に必要な読み出しに関するチェーン長を最大にするこ
とができる。

【００７４】次に図５〜９を参照すると、図４の方法の
実施が図示されている。分かりやすくするため、パリテ
ィドライブは図示されていないか、あるいは、影で図示
されている。図５は、ディスクドライブのＲＡＩＤ４ア
レイ２０Ａの一実施形態を示すものである。当業者であ
れば、本発明の特徴が他のＲＡＩＤ構成を用いたストレ
ージシステムで実施することもできることは、明らかで
あろう。アレイ２０Ａには、データブロックを格納する
ための４台のディスクドライブ（１から４までラベルを
付加）、及び、パリティデータ用の５番目のドライブ
（影で図示）が含まれる。これらのディスクドライブ中
の記憶ブロックは、記憶ブロック番号で識別される。現
在割り当てられている記憶ブロックは、「×」で図示さ
れている。残りの空き記憶ブロックは、データブロック
の格納に利用することができる。

【００７５】ＲＡＩＤ層から受信した接続形態情報およ
びブロック割り当て情報に応じて、バッファリングされ
た書き込み要求に対応する数のデータブロック数を格納
するため、アレイ２０Ａにおいて未割り当ての記憶ブロ
ックが選択される。好ましくは、これらの未割り当ての
ブロックは、アレイ２０Ａの最適数のストライプにおけ
る空きブロックを満たすように選択される。

【００７６】従って、書き込み要求のあったデータが書
き込まれる先のストライプには、一群の記憶ブロックが
含まれ、この例の場合、記憶ブロックの２次元アレイが
含まれる。１次元の場合、列次元がディスクドライブ番
号に対応する。他方の次元、すなわち行次元は、記憶ブ
ロック番号に対応する。

【００７７】図６は、記憶ブロックのグループ１２０の
他の実施形態を示すものであり、この実施形態は、全１
６個の記憶ブロックの４つのストライプを含み、ファイ
ルシステム１１についての単一書き込みトランザクショ
ンを処理する。グループ１２０は、１４個の空き記憶ブ
ロックを有する。

【００７８】書き込みトランザクションについてバッフ
ァリングされた書き込み要求４１は、ブロックレイアウ
ト情報によってグループ１２０に関連付けられた１４個
のデータブロックを提供する。これらのデータブロック
およびその関連は、ディスクアレイマネージャ１３に送
信されて処理され、各データブロックがグループ１２０
内のそれに関連する記憶ブロックに格納されるようにな
っている。

【００７９】一群の記憶ブロックにおける４つの書き込
み要求４１に関連するデータブロックの格納に関する書
き込みトランザクションの特定の例について、図７及び
図８を参照して説明する。図７は、バッファリングされ
た４つの書き込み要求５０を示している。書き込み要求
Ａには、データブロックＡ１〜Ａ６が含まれる。書き込
み要求Ｂには、データブロックＢ１〜Ｂ４が含まれる。
書き込み要求Ｃには、データブロックＣ１及びＣ２が含
まれる。書き込み要求Ｄには、データブロックＤ１〜Ｄ
７が含まれる。バッファリングされた４つの要求５０
は、例えば、一群の記憶ブロックに格納するための１９
個のデータブロックを提供する。

【００８０】図８はブロックレイアウト情報１５を示す
ものであり、この例では、図７のデータブロックとディ
スクドライブアレイ２０における記憶ブロックグループ
との関係を示している。このグループの中には、アレイ
２０の６つのストライプが含まれ、１９個の空きブロッ
クとバッファリングされた要求４１の１９個のデータブ
ロックとの間に１対１の関係を提供している。次いで、
ストレージシステム１０は１つの書き込みを複数のスト
ライプに誘導し、グループ内の空きブロックを埋めてゆ
く。関連付け１５Ａの代替実施形態では、一群の記憶ブ
ロックにおける空き記憶ブロックのすべてがバッファリ
ングされたデータブロックに関連付けられるのではない
場合もある。

【００８１】この記憶ブロックグループ内の空きブロッ
クへの最終的なデータ転送は、ディスクアレイマネージ
ャ１３、例えばＲＡＩＤ層によって実施される際に、各
ドライブ上の書き込みが行なわれる複数の記憶ブロック
を用いて、各ディスクドライブに対して同時書き込みで
進めることができる。従って、１つの書き込み処理に
は、複数ストライプへのデータの同時格納が含まれる場
合もある。

【００８２】ディスクアレイマネージャ１３は、こうし
た書き込み要求を解釈して実行するように構成される。
これに対して、従来技術のＲＡＩＤシステムは一度に１
ストライプしか処理しないのが一般的であり、典型的な
従来技術のＲＡＩＤインタフェースはデータブロックを
アレイ内の記憶ブロックの行・列に関連付ける書き込み
コマンドを解釈することができない。

【００８３】好ましい実施形態において、ディスクアレ
イマネージャ１３は、書き込みに関するチェーン長を最
大にするように試みる。従来のシステムとは違い、ＲＡ
ＩＤ層は、ストライプの全集合に関するブロックレイア
ウト情報１５を含む書き込みトランザクション要求を受
信する。ディスクアレイマネージャ１３は、さらなる書
き込み要求を待つ必要なく、ディスク２１に対する書き
込みを最適なチェーン長にする準備を試みる。

【００８４】ＲＡＩＤ層は、ファイルシステム１１から
書き込みトランザクションを受信するのに応じて、その
書き込みトランザクションを検査することができる。Ｒ
ＡＩＤ層は、書き込みを行なうストライプについて、パ
リティ計算方法、例えば、減算ベースの方法や再計算ベ
ースの方法を選択する。この選択は、例えば、読み出し
処理についての連続した記憶ブロックの実現を最適化す
るように、読み出しや書き込みの高度の局所性を維持す
るように（即ち、ディスクのデータにアクセスする際の
ヘッドシークタイムを減らすように）、あるいは、プロ
セッサやメモリのリソース使用量を最小限にするように
行なわれる。上記のようにブロックレイアウト情報１５
が作成されるので、クライアント３１のアクセス要求に
対応するデータブロックの書き込みについて、チェーン
長を最適化することができる。さらに、ＲＡＩＤ層は、
ブロックレイアウト情報を検査して読み出しについて１
以上の最大チェーン長を選択することにより、パリティ
関連目的で実施される読み出しを最適化することもでき
る。

【００８５】このように、ＲＡＩＤ層は、連続ブロック
判定のため、選択されたパリティ計算方法と、ファイル
システム１１から受信したブロックレイアウト情報１５
とを用いる。さらに、例えばＩ／Ｏリソースやバッファ
リソースなどを含むリソースの割り当てを最適化するこ
ともできる。

【００８６】さらに、ファイルシステム１１は、各書き
込みトランザクションに優先順位レベルを関連付けるこ
とができる。ディスクアレイマネージャ１３は、書き込
みトランザクションの実行のスケジューリングの判断に
この優先順位レベルを利用することができる。例えば、
この優先順位は、クライアント３１によって選択される
場合もあるし、内部システム管理プロセスに与えられる
場合もある。

【００８７】図９は、３つの記憶ブロックグループ１２
０Ａ、１２０Ｂ、１２０Ｃに格納されたデータブロック
Ｗ１、Ｗ２、Ｗ３を有するディスクドライブアレイ２０
Ｂの一実施形態を示すものである。３つの記憶ブロック
グループ１２０Ａ、１２０Ｂ、１２０Ｃは、ファイルシ
ステム１１によって作成された３つの書き込みトランザ
クションに対応する。この実施形態の場合、各記憶ブロ
ックグループ１２０Ａ、１２０Ｂ、１２０Ｃには、４台
のディスクドライブ×４ブロックグループの記憶ブロッ
ク、即ち１６個の記憶ブロックが含まれる。記憶ブロッ
クグループ１２０Ａ、１２０Ｂ、１２０Ｃの各々につい
てデータブロックＷ１、Ｗ２、Ｗ３の数が異なる理由
は、未割り当ての記憶ブロックの数が異なるからであ
る。

【００８８】記憶ブロックグループ１２０Ａ、１２０
Ｂ、１２０Ｃの各々は、現在空きブロック数が最も少な
いストライプ（即ち、ストライプ１、５及び９）で始ま
る。各記憶ブロックグループ内におけるすべての未割り
当ての記憶ブロックは書き込み処理に用いられ、その書
き込み処理のため、各記憶ブロックグループには各ディ
スクの連続した未割り当ての記憶ブロックのチェーンが
含まれる。従って、未割り当ての記憶ブロックはすべて
書き込み要求が処理されるときに埋められることにな
る。従って、記憶空間が効率的に使用され、関連データ
ブロックを一台または限られた数のディスクドライブに
対して書き込みまたは読み出しすることができ、パリテ
ィ計算オーバヘッドを最小にすることができる。

【００８９】好ましい実施形態において、あるグループ
についての最小番号のストライプは、あらゆる空きブロ
ックのうちの、最も小さい値、すなわちブロック番号
（図５の実施形態ではブロック番号１、図９の実施形態
ではブロック番号１、５及び９）の空きブロックを有す
るストライプとして選択される。さらに、好ましい実施
形態では、記憶ブロックグループの各ストライプにおけ
るすべての未割り当ての記憶ブロックが格納に用いられ
る。上記のように、この最小ブロック番号は、最小空き
ブロックオフセット値に対応する場合がある。

【００９０】しかしながら、ＲＡＩＤ記憶装置の当業者
であれば、本発明のその特徴がグループの原点を別な位
置に定義して実施することも可能であることは、明らか
であろう。例えば、書き込み処理を行なうための記憶ブ
ロックグループは、記憶ブロックに何も割り当てられて
いない一連の連続したストライプの中から選択すること
もできる。さらに、本発明の特徴は、記憶ブロックグル
ープ内のすべての未割り当ての記憶ブロックにデータブ
ロックを格納することなく、実施することも可能であ
る。また、記憶ブロックグループを完全に埋めるのに十
分なだけのデータブロックが利用できない状況、すなわ
ち部分的なデータブロックだけを格納しなければならな
い状況も起こり得る。

【００９１】ディスクアレイ２０には、２以上のＲＡＩ
Ｄグループが含まれる場合もある。好ましい実施形態に
おいて、これらのＲＡＩＤグループは、個別すなわち別
々に機能する。各書き込み処理、すなわち、バッファリ
ングされた要求の記憶ブロックグループへの各書き込み
は、単一ＲＡＩＤグループ内で実施される。従って、Ｒ
ＡＩＤグループを分離することにより、同時書き込み処
理を別のＲＡＩＤグループとして扱うことができる。

【００９２】各ＲＡＩＤグループは、独立したベースブ
ロック、及び、現在の最小空きブロックを有することが
好ましい。各ＲＡＩＤグループについての最小空きブロ
ックオフセットは、各ＲＡＩＤグループについて、最小
空きブロックとベースブロックとの差分ブロック数とし
て定義することができる。ＲＡＩＤグループ内の次の書
き込み位置は、この最小空きブロックによって判定さ
れ、あるいは、記憶空間の効率的使用を達成するように
判定される場合もある。

【００９３】さらに、次の書き込み処理についてＲＡＩ
Ｄグループを選択するため、各ＲＡＩＤグループについ
て、ベースブロックに対する最小空きブロックのオフセ
ットを判定することができる。次の書き込み処理につい
て、現在最小のオフセットを有しているＲＡＩＤグルー
プが選択される。各ＲＡＩＤグループは、互いに独立に
処理することができる。

【００９４】図１０は、ミラーリングを含むＲＡＩＤア
レイの一実施形態の論理的グループ分けを示している。
この論理的グループ分けは、例えば、本発明の特徴のオ
ブジェクト指向ソフトウェア実施形態について適してい
る。この論理的グループ分けは、例えばディスクアレイ
マネージャ１３によって実施することができる。ＲＡＩ
Ｄアレイには、ディスクドライブの接続を階層構造で示
す一連の論理オブジェクト２００が含まれる。一連のオ
ブジェクト２００には、ボリュームオブジェクト２０
５、ミラーオブジェクト２１０、及び、プレックスオブ
ジェクト２１５ａ、２１５ｂが含まれる。一連のオブジ
ェクト２００には更に、ＲＡＩＤグループオブジェクト
２２０ａ、２２０ｂ、２２０ｃ及び２２０ｄ、並びに、
ディスクオブジェクト２２５ａ、２２５ｂ、２２５ｃ、
２２５ｄ、２２５ｅ、２２５ｆ、２２５ｇ、２２５ｈ、
２２５ｉ、２２５ｊ、２２５ｋ、２２５ｌが含まれる。

【００９５】一連のオブジェクト２００は、ボリューム
オブジェクト２０５をルートノードとした階層ツリーで
構成される。ファイルシステム１１は、ディスクアレイ
マネージャ１３を介してボリュームオブジェクト２０５
と対話する。「オブジェクト」という用語は、オブジェ
クト指向ソフトウェアのオブジェクトを指す場合もある
し、あるいはもっと一般的に、機能的振る舞いの定義を
容易にするため、物理装置（即ちディスク）の論理的組
み合わせを表す抽象エンティティを指す場合もある。

【００９６】例示的実施形態は、混成ＲＡＩＤレベルを
表している。ＲＡＩＤグループオブジェクト２２０ａ、
２２０ｂ、２２０ｃ、２２０ｄは、データを２台のディ
スク（例えば２２５ａ及び２２５ｂ）に分割し、第３の
パリティディスク（例えば２２５ｃ）を有するＲＡＩＤ
レベル４の実施形態を表している。ミラーオブジェクト
２１０はＲＡＩＤレベル１の実施形態を表している。し
かしながら、本発明の技術は、この実施形態に限られる
のではなく、他のＲＡＩＤレベルや混成ＲＡＩＤレベル
も同様に一連のオブジェクトで表すことができる。ま
た、プレックスオブジェクト２１５同士の対称性も必須
ではない。図示の実施形態は２つのプレックスを有して
いるが、当業者には明らかなように、本発明は、任意数
のプレックスを用いて実施することも可能である。

【００９７】ＶＢＮの範囲２３０ａ、２３０ｂは、アレ
イ内のディスクドライブに配置された実際の記憶空間の
論理表現である。一実施形態において、ブロックサイズ
は４キロバイトである。ＶＢＮの範囲２３０ａ、２３０
ｂの判定は下から上に向かって行なわれ、一連のオブジ
ェクト２００における各オブジェクトはそれに関連する
ＶＢＮの範囲を有する。ＲＡＩＤグループオブジェクト
２２０ａ、２２０ｂ、２２０ｃ、２２０ｄは、そのディ
スクオブジェクト２２５ａ、２２５ｂ、２２５ｃ、２２
５ｄ、２２５ｅ、２２５ｆ、２２５ｇ、２２５ｈ、２２
５ｉ、２２５ｊ、２２５ｋ、２２５ｌの集合に関連付け
られる。例えば、ＲＡＩＤグループ２２０ａのＶＢＮ範
囲は、ディスクオブジェクト２２５ａ、２２５ｂ及び２
２５ｃの集合である。プレックスオブジェクト２１５
ａ、２１５ｂは、それらのＲＡＩＤグループオブジェク
ト２２０ａ、２２０ｂ、２２０ｃ、２２０ｄのＶＢＮの
集合に関連付けられる。例えば、プレックスオブジェク
ト２１５ａのＶＢＮ範囲は、ＲＡＩＤグループオブジェ
クト２２０ａ及び２２０ｂの集合である。

【００９８】この実施形態の場合、ミラーオブジェクト
２１０はプレックス２１５ａをプレックス２１５ｂにミ
ラーリングし、あるいはその逆を行なうので、ミラーオ
ブジェクト２１５のＶＢＮ範囲は、そのプレックスオブ
ジェクト２１５ａ、２１５ｂの合計ではない。そうでは
なく、ミラーオブジェクト２１０のＶＢＮ範囲は、その
プレックスオブジェクト２１５のＶＢＮの結合になる。
このように、各プレックスオブジェクト２１５ａ、２１
５ｂに関連するディスクの実施形態が同じであり、か
つ、範囲のマッピングも同じである場合、ＶＢＮ範囲２
３０ａ、２３０ｂは一致し、ミラーオブジェクト２１０
のＶＢＮ範囲は２３０ａと同じになる。ボリュームオブ
ジェクト２０５のＶＢＮ範囲がミラーオブジェクト２１
０のＶＢＮ範囲になる。

【００９９】ミラーリングされるデータは、たとえ非対
称であっても、ＶＢＮ２３０ａ及び２３０ｂの各々にお
いて同一ブロック番号にしなければならない。例えば、
ＶＢＮ範囲２３０ａのＶＢＮ０〜１０に書き込まれるデ
ータは、ＶＢＮ範囲２３０ｂのＶＢＮ０〜１０に書き込
まなければならない。他の実施形態では、一方のプレッ
クスが他方のプレックスよりも大きい場合がある。ミラ
ーオブジェクト２１０のＶＢＮ範囲の大きさは、そのミ
ラーリングされたＶＢＮ範囲にミラーリングされていな
いＶＢＮを加えた大きさである。

【０１００】各階層におけるＶＢＮ範囲とオブジェクト
との関連付けは、ＲＡＩＤマップと呼ばれることがあ
る。ディスクアレイマネージャ１３は、一連のオブジェ
クト２００のＲＡＩＤマップを含むディスク構成情報を
ファイルシステム１１に送信する。従って、ファイルシ
ステム１１は、ディスクアレイ接続形態を知ることがで
き、データをそのＶＢＮに割り当てることにより、ディ
スク書き込み及び／又はディスク読み出しを最適化する
ことができる。

【０１０１】ファイルシステム１１は、ディスク接続形
態情報１４を用いてブロックレイアウト情報１５を作成
することができる。ファイルシステム１１は、書き込み
トランザクションを、ブロックレイアウト情報１５及び
格納用データを含むオブジェクトに成形し、そのオブジ
ェクトをボリューム２０５に渡す。

【０１０２】ファイルシステム１１は、ミラー２１０の
存在を知っている必要がない。ボリューム２０５のミラ
ーオブジェクト２１０またはミラーレイヤは、ファイル
システム１１から受信したアクセス要求をどのように管
理するかを判定する。ミラー書き込みは、各プレックス
２１５ａ、２１５ｂの中で実施される。効率を高めるた
め、パリティ判定はプレックス２１５ａ、２１５ｂのう
ちの一方でしか実施されない場合があり、その結果が他
方のプレックス２１５ａ、２１５ｂと共用され、両プレ
ックスが同じＲＡＩＤグループレイアウトを有するよう
にし、パリティ計算も同様に行い、両プレックスのデー
タが同じになるようにする場合がある。あるいは、パリ
ティ判定は両方のプレックスの各々について実施される
場合もある。

【０１０３】例えば、ファイルシステム１１は、アクセ
ス要求、すなわちバッファリングしたデータブロックを
ボリューム２０５のＶＢＮ範囲２６〜２９に書き込むた
めの書き込みオブジェクトを成形することができる。次
に、ミラー２１０は、そのミラーの両側について１つ、
すなわち、各プレックス２１５ａ、２１５ｂについて１
つ、ミラー書き込みオブジェクトを作成することができ
る。プレックス２１５ａ、２１５ｂの一方でパリティ判
定をサポートするためにＶＢＮ範囲２６〜２９の記憶ブ
ロックの読み出しが実行され、他方のプレックス２１５
ａ、２１５ｂは、記憶ブロックに書き込みを行なうだけ
でよい。ミラー２１０は、一台のディスクドライブで実
施することもできるし、複数台のディスクドライブにわ
たって実施することもできる。

【０１０４】このように２つの書き込みオブジェクトの
間にはマスター／スレーブの関係があり、マスターの方
がパリティ判定を担当する。このような実施形態によれ
ば、ミラーの両側にあるＶＢＮ範囲が好ましく一致す
る。

【０１０５】図１１は、ディスクアレイマネージャ１３
がファイルシステム１１から受信した書き込みトランザ
クションを処理するための方法の他の実施形態を示すフ
ロー図であり、この実施形態ではディスクアレイマネー
ジャ１３がＲＡＩＤ層に存在する。この方法は、図１１
のストレージアレイと通信するＲＡＩＤ層によって実施
することができる。図１１の目的のため、このストレー
ジアレイは非ミラー構成で説明する。この方法には、次
のようなステップが含まれる。

【０１０６】ステップ５００）ディスク２１へのデータ
書き込みについて最大チェーン長を有することが好まし
いブロックレイアウト情報１５を、ファイルシステム１
１によって生成する。

【０１０７】ステップ５０１）書き込みオブジェクトお
よびその書き込みオブジェクトに割り当てられたリソー
スに関する情報を保持するための書き込みオブジェクト
状態モニタのインスタンスを作成し、そのＲＡＩＤグル
ープがオンラインでありその書き込みトランザクション
のサービスに利用可能であることを確認する。書き込み
オブジェクトの一実施形態は、Srinivasan Viswanathan
他によって本件と同日に出願された「Method and Appar
atus for Decomposing I/O Tasks in a RAID System」
と題する同譲受人の同時係続特許出願に記載されている
ようなarray_writeＩ／Ｏタスクであり、その開示はこ
こで参照することによって本明細書に取り込まれる。

【０１０８】ステップ５０２）ブロックレイアウト情報
１５に対応するストライプの範囲についてストライプロ
ックを得る。「ストライプロック」とは、例えばＲＡＩ
Ｄ層によって行なわれるロック要求に応じて、データ格
納の前にアクセスをその記憶ブロックグループに制限す
るため、リソースマネージャによってロックを与えるこ
とを指す。ロックが与えられる場合、そのロックは、強
制的なものである場合もあるし、勧告的なものである場
合もあり、他の書き込みトランザクションによるそれら
の記憶ブロックに対する同時アクセスができないように
するものである。ロックがすぐに与えられない場合（例
えば、同じ記憶ブロックのうちの少なくともいくつかに
対して別の書き込みトランザクションが進行中である場
合など）、その書き込みトランザクションはロックが与
えられるまで保留される。

【０１０９】ステップ５０３）上記のように、各ストラ
イプについてパリティ計算方法を判定し、その計算をサ
ポートするために必要なブロックすべてを識別する。ス
トレージアレイがミラー構成である場合、本方法は、前
記ステップを実施する前に、パリティの計算を担当する
ＲＡＩＤアレイのＩＤを判定するステップを実施し、そ
のアレイによってこのパリティ計算判定ステップを実施
する場合がある。ミラー構成におけるこの担当アレイ
は、下記のステップ５０４〜５０８も実施する。

【０１１０】ステップ５０４）パリティ計算をサポート
するために必要な読み出しにバッファを割り当てる（書
き込みを行なうデータを保持するデータバッファは、フ
ァイルシステムによってすでに割り当てられている）。

【０１１１】ステップ５０５）上記のように、パリティ
計算をサポートする読み出しを実施する。

【０１１２】ステップ５０６）パリティ計算要求をスト
ライプパリティデータの計算を担当するスレッドまたは
他の処理エンティティに発行する。

【０１１３】ステップ５０７）タスク特有の中間状態情
報を含めてパリティデータの不揮発性記憶装置へのログ
記録を開始し、パリティデータが失われた場合やパリテ
ィデータの不一致が生じた場合に、復旧できるようにす
る。

【０１１４】ステップ５０８）システム構成として不揮
発性記憶装置のミラーリングが行なわれている場合、ス
テップ５０７のログ記録が完了するたびに、前記パリテ
ィログデータの複製を不揮発性記憶装置のミラーに作成
する。

【０１１５】ステップ５０９）ブロックレイアウト情報
１５およびそのパリティデータに対応するストライプの
範囲に対して、好ましくはチェーン書き込みによるディ
スク書き込みを開始する。ストレージアレイがミラー構
成であった場合、担当アレイは、ディスク書き込みを開
始するこのステップの前に、ミラーデータの複製の代わ
りにステップ５０９へ進むことができることをスレーブ
アレイに示す。次いでＲＡＩＤアレイの各々は、各ＲＡ
ＩＤアレイのこのステップに関連するデータブロックに
ディスク書き込みを開始する。

【０１１６】ステップ５１０）データ書き込みが無事に
完了したあと、ストライプに関するパリティログデータ
を除去する（このようなデータが使用される場合、不揮
発性記憶装置ミラーにある）。ストレージアレイがミラ
ー構成である場合、両アレイに対するデータ書き込み
は、このステップを実施する前に無事に完了していなけ
ればならない。

【０１１７】ステップ５１１）ストライプロックを解除
し、その書き込みトランザクションに割り当てられたす
べてのバッファおよびその他リソースを開放する。

【０１１８】ディスクアレイマネージャ１３がファイル
システム１１から受信した書き込みトランザクションを
処理するための方法の代替実施形態の中には、上記方法
に類似しているがステップの集合が異なるものや、ステ
ップの順序が異なるものも存在する。

【０１１９】図１２を参照すると、本発明のファイルシ
ステムの中には、write-anywhereファイルシステムの修
正として実施されるものもある。本発明の特徴に応じて
修正を施すのに適したファイルシステムの１つは「ＷＡ
ＦＬ」ファイルシステムであり、同譲受人の米国特許第
６０３８５７０号に記載されているように、このファイ
ルシステムはストレージオペレーティングシステムの一
部になっている。

【０１２０】図１２を参照すると、一実施形態では、例
えばネットワーク取り付けされたストレージ環境、スト
レージエリアネットワーク、及び／又は、クライアント
またはホストコンピュータに直接取り付けられたディス
クアセンブリにおいて、サーバは記憶装置と対話する。

【０１２１】図１２は、ストレージシステム１０の内部
で有利に使用されるストレージオペレーティングシステ
ム８００を示す略ブロック図である。ストレージオペレ
ーティングシステム８００は、ネットワークドライバ
（例えば、イーサネット(R)ドライバ）のメディアアク
セス層８１０を含む、一連のソフトウェア層から構成さ
れる。オペレーティングシステム８００は、インターネ
ットプロトコル（ＩＰ）層８１２などのネットワークプ
ロトコル層、並びに、それがサポートする搬送手段であ
るトランスポート・コントロール・プロトコル（ＴＣ
Ｐ）層８１４及びユーザ・データグラム・プロトコル
（ＵＤＰ）層８１６をさらに含む。

【０１２２】ストレージオペレーティングシステム８０
０は、マルチプロトコルデータアクセスを可能にするフ
ァイルシステムプロトコル層を含み、共通インターネッ
トファイルシステム（ＣＩＦＳ）プロトコル８１８、ネ
ットワークファイルシステム（ＮＦＳ）プロトコル８２
０及びハイパーテキスト・トランスファー・プロトコル
（ＨＴＴＰ）８２２についてのサポート構成要素を含
む。またファイルシステムプロトコル層には、例えばダ
イレクトアクセスファイルシステム（ＤＡＦＳ）プロト
コルについてのサポートも含まれる場合がある。

【０１２３】ストレージオペレーティングシステム８０
０には、ＲＡＩＤプロトコルなどのディスクストレージ
プロトコルを実施するディスクストレージ層８２４（即
ちＲＡＩＤ層）、及び、スモールコンピュータ・システ
ム・インタフェース（ＳＣＳＩ）プロトコルなどのディ
スクアクセスプロトコルを実施するディスクドライバ層
８２６がさらに含まれる。ディスクストレージ（ＲＡＩ
Ｄ）層８２４は、例えば、何らかの実施形態のディスク
アレイマネージャ１３によって実施することができる。

【０１２４】ディスクソフトウェア層とネットワーク層
・ファイルシステムプロトコル層との橋渡しをするの
は、ファイルシステム１１の何らかの実施形態によって
実施されるファイルシステム層８８０である。ファイル
システム１１のディスク上の表現は、例えば４キロバイ
ト（ｋＢ）ブロックを用いて、ブロックベースになって
いる。実施形態の中には可変ブロックサイズのものも含
まれるが、一般的には固定ブロックサイズの方がストレ
ージシステムの柔軟性が高くなる。

【０１２５】一実施形態では、クライアント３１からの
読み出し要求は、コンピュータネットワークを介して例
えば従来のＣＩＦＳプロトコルまたはＮＦＳプロトコル
のパケットとしてストレーシステム１０に転送され、ネ
ットワークアダプタ３１０で受信される。メディアアク
セス層８１０のネットワークドライバは、そのパケット
を処理し、ファイルシステム層８８０へ転送する前に、
そのパケットをネットワークプロトコル層８１２、８１
４、８１６並びにＣＩＦＳ層８１８またはＮＦＳ層８２
０に渡してさらに処理を行なう。

【０１２６】ファイルシステム１１は、要求されたデー
タがメモリ、例えばメモリ３１０になかった場合、その
データをディスク２１からロード（取得）するための処
理を行なう。その情報がメモリになかった場合、ファイ
ルシステム層８８０はＶＢＮを取得する。次いでファイ
ルシステム層８８０は、そのＶＢＮをディスクストレー
ジ（ＲＡＩＤ）層８２４に渡し、ディスクストレージ
（ＲＡＩＤ）層８２４がその論理番号をディスクブロッ
ク番号にマッピングし、そのディスクブロック番号をデ
ィスクドライバ層８２６の適当なドライバ（例えばＳＣ
ＳＩ）に送信する。ディスクドライバはディスク２１の
そのディスクブロック番号にアクセスして、要求された
データブロック（単数または複数）をメモリ３２０、３
３１に読み出し、ストレージシステム１０によってそれ
を処理する。要求が完了すると、ストレージシステム１
０は、ネットワークを介してクライアント３１に返答を
返す。

【０１２７】ストレージシステム１０で受信されたクラ
イアント要求についてデータストレージアクセスを実施
する必要がある上記ストレージオペレーティングシステ
ムを通るソフトウェア「パス」はハードウェアで実施す
ることも可能であることに注意して欲しい。従って、本
発明の代替実施形態では、ストレージアクセス要求デー
タパスは、例えば、フィールド・プログラマブル・ゲー
トアレイ（ＦＰＧＡ）や特定用途向け集積回路（ＡＳＩ
Ｃ）の内部に実現された論理回路として実施することも
できる。この種のハードウェア実施形態は、クライアン
ト３１によって発行されたファイルシステム要求パケッ
トに応答してストレージシステム１０により提供される
ファイルサービスの能力を向上させる。

【０１２８】さらに、本発明の他の代替実施形態では、
パケット処理及びストレージアクセス処理の各々につい
て、プロセッサからその負荷の一部またはすべてを低減
するようにアダプタ３１０、３４０の処理要素を構成す
ることによって、ストレージシステム１０の性能を向上
させる場合がある。本明細書に記載される様々な処理、
アーキテクチャ及び手順は、ハードウェアでもファーム
ウェアでもソフトウェアでも実施できるものとして、広
い意味で考えることができる。

【０１２９】本明細書で用いられるように、「ストレー
ジオペレーティングシステム」という用語は通常、スト
レージシステム上で動作し、データアクセスを管理する
とともに、ファイルサーバの場合ファイルシステムセマ
ンティックを実施する場合もあるコンピュータ実行可能
なコードを意味している。しかしながら、本発明はファ
イルサーバに限定されるものと考えてはならない。スト
レージオペレーティングシステムはマイクロカーネルと
して実施することができ、ファイルシステム１１セマン
ティックを実施し、データアクセスを管理するためのフ
ァイルシステム層８８０を含む。また、ストレージオペ
レーティングシステムは、ＵＮＩＸ(R)やｗｉｎｄｏｗ
ｓ(R)などの汎用オペレーティングシステム上で動作す
るアプリケーションプログラムとして実施することもで
きるし、本明細書に記載するようなストレージアプリケ
ーションについて構成された設定可能な機能を有する汎
用オペレーティングシステムとして実施することもでき
る。

【０１３０】さらに、当業者であれば、本明細書に記載
された本発明の技術は、スタンドアロンのコンピュータ
やストレージシステムとして実現されたコンピュータの
一部を含めて、任意のタイプの専用コンピュータ（例え
ばサーバ）や汎用コンピュータに適用できることが分か
るであろう。ファイルシステム層およびＲＡＩＤ層（ま
たはその構成要素）は、同じコンピュータシステム上で
実施することもできるし、互いに通信する別のコンピュ
ータ上で実施することもできる。レイアウト情報生成器
及び、ストレージデバイスマネージャ（またはその構成
要素）にも同じことが言える。ストレージオペレーティ
ングシステムは、単一のコンピュータシステムまたは装
置上で実行することもできるし、複数のコンピュータシ
ステムまたは装置上に分散させることもできる。さらに
本発明の教示は、限定しないが、ネットワーク取り付け
されたストレージ環境、ストレージエリアネットワー
ク、及び、クライアントまたはホストコンピュータに直
接取り付けられたディスクアセンブリなどを含む様々な
ストレージシステムアーキテクチャに適用することがで
きる。そのため、「ストレージシステム」という用語
は、こうした構成を含むように広い意味で解釈しなけれ
ばならない。

【０１３１】当業者であれば、特許請求の範囲に記載し
た本発明の思想及び範囲から外れることなく、本明細書
に記載した実施形態の変形、修正及びその他の実施形態
を作成するであろう。従って、本発明は、例示した実施
形態によって規定されるのではなく、特許請求の範囲に
記載された発明の思想と範囲によって規定される。

【図面の簡単な説明】

【図１ａ】本発明に従って構成されたデータストレージ
システムの一実施形態を示すブロック図である。

【図１ｂ】本発明に従って攻勢されたディスクドライブ
アレイの一実施形態を示すブロック図である。

【図２】クライアント及びディスクドライブアレイと通
信するストレージシステムの一実施形態を示すブロック
図である。

【図３】図１の実施形態に対応するストレージシステム
の一実施形態を示すブロック図である。

【図４】図１のストレージシステムによって実施される
ような記憶装置アレイへのデータの格納を制御するため
の方法の一実施形態を示すフロー図である。

【図５】ＲＡＩＤ４ディスクドライブアレイの一実施形
態を示すブロック図である。

【図６】全１６個の記憶ブロックからなり４ストライプ
を含む記憶ブロックグループの一実施形態を示すブロッ
ク図である。

【図７】バッファリングされた４つの書き込み要求の一
実施形態を示すブロック図である。

【図８】図６のデータブロックとディスクドライブアレ
イにおける記憶ブロックグループとの関係の一実施形態
を示すブロック図である。

【図９】３つの記憶ブロックグループに格納されたデー
タブロックを含むディスクドライブアレイの一実施形態
を示すブロック図である。

【図１０】ミラーリングを含むＲＡＩＤアレイの一実施
形態の論理的グループ分けの一実施形態を示すブロック
図である。

【図１１】図１０のアレイに実施されるようなデータ書
き込みを処理するための方法の一実施形態を示すフロー
図である。

【図１２】図１のストレージシステムに含まれるストレ
ージオペレーティングシステムの一実施形態を示すブロ
ック図である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ラジェシュ・スンダラム アメリカ合衆国カリフォルニア州94040, マウンテンビュー，ドバートン・スクエ ア・2703 (72)発明者 ダグラス・ピー・ドウセット アメリカ合衆国ワシントン州98249，フリ ーランド，セニック・アベニュー・1864 (72)発明者 ステファン・エイチ・ストレンジ アメリカ合衆国カリフォルニア州94040, マウンテンビュー，ローズ・アベニュー・ 1147 (72)発明者 スリニバサン・ビスワナザン アメリカ合衆国カリフォルニア州，フレモ ント，ファルチロ・プレイス・751 Ｆターム(参考） 5B065 BA01 CA13 CA30 CC04 CE06

Claims (14)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数の記憶装置におけるデータの格納を管
   理するための方法であって、該記憶装置の各々が複数の
   記憶ブロックからなり、前記データが複数の前記記憶装
   置にわたってストライプ状に編成されているものにおい
   て、 ブロックレイアウト情報を生成するステップと、 前記ブロックレイアウト情報に応じて、前記複数の記憶
   ブロックのうちのＩ／Ｏ処理で使用するための記憶ブロ
   ックを識別することによって、誤り訂正パラメタの計算
   コストを実質的に最小にしつつ、誤り訂正パラメタを計
   算するための読み出しのチェーン長及びストライプにわ
   たるデータ書き込み処理の書き込みのチェーン長を最大
   にするように前記Ｉ／Ｏ処理の実行を制御するステップ
   と、 からなる方法。
2. 【請求項２】前記誤り訂正パラメタの計算がパリティの
   計算を含む、請求項１の方法。
3. 【請求項３】前記パリティの計算は、減算方法およびパ
   リティ再計算方法からなるグループの中から一方のパリ
   ティ計算処理を選択することを含む、請求項２の方法。
4. 【請求項４】前記Ｉ／Ｏ処理で使用する記憶ブロックを
   識別することは、記憶装置上の連続した物理レイアウト
   のブロック数を実質的に最大にすることによって、前記
   チェーン長を実質的に最大にする、請求項１の方法。
5. 【請求項５】前記Ｉ／Ｏ処理で使用するための記憶ブロ
   ックに関連する連続ＶＢＮを有するブロック数を実質的
   に最大にすることにより、前記チェーン長を実質的に最
   大にするようにして、前記Ｉ／Ｏ処理で使用するための
   記憶ブロックを識別するステップをさらに含む、請求項
   １の方法。
6. 【請求項６】記憶装置のブロックの局部性を実質的に最
   大にすることにより、前記チェーン長を実質的に最大に
   するようにして、Ｉ／Ｏ処理で使用するための記憶ブロ
   ックを識別するステップをさらに含む、請求項１の方
   法。
7. 【請求項７】前記制御するステップは、 書き込み処理の前にデータ書き込み先のブロックを検査
   するステップと、 読み出しブロック数の最大化を含む第１の方法とパリテ
   ィ計算のために読み出されるブロックのチェーン長の最
   大化を含む第２の方法とを含む複数のパリティ計算方法
   のうちの１つを選択するステップと、 を含む、請求項１の方法。
8. 【請求項８】前記記憶ブロックの識別は、少なくとも部
   分的に利用可能なリソースに基づいて実施される、請求
   項１の方法。
9. 【請求項９】複数の記憶装置を有し該記憶装置の各々が
   複数の記憶ブロックからなるストレージシステム用のコ
   ンピュータ読み取り可能な媒体であって、 前記記憶ブロックに関するブロックレイアウト情報を取
   得するステップと、 複数のストライプにわたって所定の記憶ブロックにデー
   タを書き込むとともに、各記憶装置内の所定の記憶ブロ
   ックにデータを書き込み、複数のストライプの各ストラ
   イプにわたる誤り訂正パラメタの計算コストを実質的に
   最小にしつつ、各記憶装置内の記憶ブロックのチェーン
   長を実質的に最大にするステップと、 を実施するコンピュータ読み取り可能な媒体。
10. 【請求項１０】前記誤り訂正パラメタの計算がパリティ
    の計算を含む、請求項９のコンピュータ読み取り可能な
    媒体。
11. 【請求項１１】前記パリティの計算が減算方法およびパ
    リティ再計算方法からなるグループの中からパリティ計
    算処理を選択することを含む、請求項１０のコンピュー
    タ読み取り可能な媒体。
12. 【請求項１２】Ｉ／Ｏ処理に使用するための記憶ブロッ
    クに関連する連続したＶＢＮを有するブロック数を実質
    的に最大にすることにより、前記チェーン長を実質的に
    最大にするようにして、前記Ｉ／Ｏ処理に使用するため
    の記憶ブロックを識別するステップをさらに含む、請求
    項９のコンピュータ読み取り可能な媒体。
13. 【請求項１３】記憶装置のブロックの局所性を実質的に
    最大にすることにより、前記チェーン長を最大にするよ
    うにして、Ｉ／Ｏ処理で使用するための記憶ブロックを
    識別するステップをさらに含む、請求項９のコンピュー
    タ読み取り可能な媒体。
14. 【請求項１４】複数の記憶装置の各々が複数の記憶ブロ
    ックを有する、複数の記憶装置と、 前記複数の記憶装置の各々と通信し、データを複数のス
    トライプにわたって所定の記憶ブロックに書き込むとと
    もに、データを各記憶装置内の所定の記憶ブロックに書
    き込み、複数のストライプの各ストライプにわたる誤り
    訂正パラメタの計算を実質的に最小にしつつ、記憶装置
    内の記憶ブロックのチェーン長を最大にする、ストレー
    ジマネージャと、 からなるストレージシステム。