JP3176157B2 - ディスクアレイ装置及びそのデータ更新方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はディスクアレイ装置に関
するものである。

【０００２】

【従来の技術】近年高度情報化に伴い、コンピュータシ
ステムにおいて、２次記憶装置の高性能化が要求されて
きた。その一つの解として、多数の比較的容量の小さな
ディスク装置（以下ドライブ）により構成されるディス
クアレイが考えられている。例えば、次の論文にそのよ
うな例が開示されている。

【０００３】「D．Patterson，G．Gibson，and R．H．K
artz；A Case for Redundant Arrays of Inexpensive D
isks(RAID)，in ACM SIGMOD Conference，Chicago，I
L，(June1988)」 上記論文において、データを分割して並列に処理を行う
ディスクアレイ（レベル３）とデータを分散して、独立
に扱うディスクアレイ（レベル５）について、その性能
および信頼性の検討結果が報告されている。

【０００４】以下にデータを分散して、独立に扱うディ
スクアレイ（レベル５）について説明する。レベル５の
ディスクアレイでは個々のデータを分割せずに独立に扱
い、多数の比較的容量の小さなドライブに分散して格納
するものである。現在、一般に使用されている汎用大型
コンピュータシステムの２次記憶装置では、１ドライブ
当りの容量が大きいため、他の読み出し／書込み要求に
当該ドライブが使用されて、そのドライブを使用できず
に待たされることが多く発生した。このタイプのディス
クアレイでは汎用大型コンピュータシステムの２次記憶
装置で使用されている大容量のドライブを、多数の比較
的容量の小さなドライブで構成し、データを分散して格
納してあるため、読み出し／書込み要求が増加してもデ
ィスクアレイの複数のドライブで分散して処理するた
め、読み出し／書込み要求がまたされることが減少す
る。しかし、ディスクアレイは、このように多数のドラ
イブにより構成されるため、部品点数が増加し障害が発
生する確率が高くなる。そこで、信頼性の向上を図る目
的で、パリティが使用されている。

【０００５】図２１は前記論文において D．Patterson
らが提案したＲＡＩＤに述べられている、データを分散
して、独立に扱うディスクアレイ（レベル５）内部のデ
ータアドレスを示している。この各アドレスにあるデー
タは、１回の読み出し／書込みで処理される単位であ
り、個々のデータは独立している。また、ＲＡＩＤで述
べられているアーキテクチャでは、データに対するアド
レスは固定されている。前述したようにこのようなシス
テムでは、信頼性を向上するためパリティを設定するこ
とが不可欠である。本システムでは、各ドライブ内の同
一アドレスのデータによりパリティが作成される。すな
わち、ドライブ＃１から４までのアドレス（１，１）の
データによりパリティが作成され、パリティを格納する
ドライブの（１，１）に格納される。本システムでは読
み出し／書込み処理は、現在の汎用大型計算機システム
と同様に、各ドライブに対し当該データをアクセスす
る。すなわち、図２２に示すように、当該データが格納
されているトラックが所属するシリンダの位置とそのシ
リンダ内において当該データが格納されているトラック
を決定するヘッドアドレスＨＨと、そのトラック内のレ
コードの位置を特定する。具体的には要求データが格納
されている当該ドライブ１２の番号（ドライブ番号）と
当該ドライブ内のシリンダ番号であるシリンダアドレス
（ＣＣ）とシリンダにおいてトラックを選択するヘッド
１４０の番号であるヘッドアドレス（ＨＨ）とレコード
アドレス（Ｒ）からなるＣＣＨＨＲである。

【０００６】このようなディスクアレイにおいて、例え
ば図２１のドライブ＃３のアドレス（２，２）のデータ
を更新する場合、まず、更新される前のドライブ＃３の
（２，２）のデータとパリティを格納してあるドライブ
の（２，２）のパリティを読み出し（ステップ１）、こ
れらと更新する新しいデータとで排他的論理和をとり、
新たなパリティを作成する（ステップ２）。パリティの
作成完了後、更新する新しいデータをドライブ＃３の
（２，２）に、新パリティをパリティを格納するドライ
ブの（２，２）に格納する（ステップ３）。

【０００７】このように、ディスクアレイではデータか
らパリティを作成しデータと同様にドライブに格納して
おく。この時、パリティは、パリティの作成に関与した
データとは別のドライブに格納される。この結果、デー
タを格納したドライブに障害が発生した場合、その障害
ドライブ内のデータを復元することが可能となる。

【０００８】これらのディスクアレイでは、現在一般に
使用されている汎用大型コンピュータシステムと同様、
２次記憶装置内では、個々のデータの格納場所（アドレ
ス）は予め指定したアドレスに固定され、ＣＰＵから当
該データへ読み出しまたは書込みする場合、この固定さ
れたアドレスへアクセスすることになっている。

【０００９】このようなレベル５のディスクアレイで
は、図２３に示すように、データの格納されているドラ
イブ、パリティの格納されているドライブから古いデー
タとパリティを読み出すため、ディスクを平均１／２回
転待ち、それから読みだしてパリティを作成する。この
新しく作成したパリティを書き込むため更に一回転必要
となり、データを書き替える場合最低で１．５回転待た
なければならない。ドライブにおいては１．５回転ディ
スクの回転を待つということは非常に大きなオーバヘッ
ドとなる。

【００１０】このような書込み時のオーバヘッドを削減
するため、更新後のパリティグループの書込み先のアド
レスを動的に変換する方法がＳＴＫ社から出願されてい
る国際出願公開公報ＷＯ ９１／２００７６に開示され
ている。

【００１１】一方、特開平４−２３０５１２号公報に
は、ＤＡＳＤアレイのための更新記録方法及び装置が開
示されている。この方法によれば、各パリティ・グルー
プのデータ・ブロックとパリティ・ブロックが、障害に
ついて関連性のない形式でＤＡＳＤアレイに分散され、
かつ各ドライブに複数の論理グループに共通に、未使用
スペースが予約される。第１サイクルの間、古いデータ
・ブロック及び古いパリティ・ブロックが読み出され
る。これらのデータと更新用の新しいデータから新しい
パリティが計算され、古いデータや古いパリティが保持
されていた未使用スペースに、その新しいデータ及び新
しいパリティ・ブロックがそれぞれシャドー・ライトさ
れる。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】前記国際出願公開公報
ＷＯ ９１／２００７６に開示された動的アドレス変換
を行なう場合以下のような問題が生じる。 （１）動的アドレス変換を行なうと、更新前のパリティ
グループを保持していた領域がそのままドライブ内に無
駄な領域として残され、動的にアドレス変換を行なおう
としても、新たな格納領域を確保できなくなる危険性が
ある。 （２）アドレス情報をテーブル上に管理するとテーブル
の容量が増大しメモリのコストが増加し、また、アドレ
ス制御が複雑となるため、処理オーバヘッドが大きくな
る。

【００１３】一方、前記特開平４−２３０５１２号公報
に記載された未使用スペースを用いる方法によれば、上
記（１）の問題はないと考えられる。しかし、上記
（２）のアドレス制御に関しては、その方法が明瞭には
開示されていない。さらに、増設時や障害発生時にどの
ように対処するかについても言及されていない。

【００１４】本発明の目的は、動的アドレス変換を行う
場合に、新たな格納領域の確保が容易な、データ書き込
み方式を提供することにある。

【００１５】本発明の他の目的は、動的アドレス変換が
可能で、かつアドレス制御が簡単であり、増設時や障害
回復時にも柔軟に対処できる、データ書き込み方式を提
供することにある。

【００１６】

【課題を解決するための手段】本発明によれば、複数の
データと少なくとも１つの誤り訂正コード（例えばパリ
ティコード）を含むパリティグループを構成するドライ
ブ群と、複数の予備の書き込み領域のデータ（ダミーデ
ータ）のドライブ群とにより、１つの論理グループを構
成する。この論理グループを構成するドライブ群は、複
数のデータとパリティとダミーデータとを各々独立して
格納するように構成されている。本発明では、書き込み
前と書き込み後では論理グループを構成するドライブ群
が異なる点が特徴の１つである。

【００１７】すなわち、書き込み後のデータを書き込む
ドライブと、書き込み後の新たなパリティを書き込むド
ライブとを、複数のダミーデータを保有するドライブの
中から、書き込み処理全体を見て最も回転待ち時間が少
なく、効率的に処理できるように選定する。

【００１８】新しいパリティと新しいデータを格納する
ドライブを決定した後は、新しいデータを格納するドラ
イブへの書込みが可能になり次第、新しいデータを書込
み、旧ドライブ群から書き込み前のデータとパリティを
読み出し、書き込む新しいデータとで書き込み後の新し
いパリティを作成し、決定済のドライブに書き込み後の
新しいデータと新しいパリティを格納する。新しいデー
タと新しいパリティを格納した後、更新される前のデー
タが格納されていたドライブと旧パリティが格納されて
いたドライブとが、各々新しくダミーデータの格納され
るドライブとなる。

【００１９】本発明の他の特徴によれば、各論理グルー
プにおいて回転位置情報または回転待ち時間の情報に基
づいて書込みデータ（新データ）を格納するドライブを
決定する。すなわち、ダミーデータの格納されている複
数のドライブ群の中で、どのドライブ内のダミーデータ
の物理的なアドレスに格納するかを判定する。

【００２０】本発明の他の特徴によれば、論理グループ
内のあるドライブに障害が発生した場合、正常な残りの
ドライブ群内のデータとパリティから、障害が発生した
ドライブ内のデータまたはパリティを回復処理により復
元し、この復元したデータまたはパリティを、予備の書
き込み領域に書き込む制御を行う。

【００２１】

【作用】本発明では、１つのパリティグループを構成す
る複数のデータやパリティ及び複数のダミーデータを、
各々独立したドライブに格納する。

【００２２】そのため、書き込みデータ及び書き込み後
の新しいパリティを、ダミーデータが格納されていたド
ライブ群に書き込むことが可能となり、書き込み後のパ
リティを最小の回転待ち時間で処理できるので、書き込
み処理を効率良く処理できる。従来のアレイディスクで
は書き込み時に平均１．５回転の回転待ち時間を必要と
したのが、平均１回転の回転待ち時間ですむようにな
る。

【００２３】また、常に複数の予備領域が別々のドライ
ブに確保される構成であるので、ドライブの増設時のア
ドレス制御や、障害発生時の回復処理も簡単になる。

【００２４】

【実施例】

〔実施例１〕以下本発明の一実施例を図１により説明す
る。本実施例はＣＰＵ１、アレイディスクコントローラ
（以下ＡＤＣ）２，アレイディスクユニット（以下ＡＤ
Ｕ）３により構成される。ＡＤＵ３は複数の論理グルー
プ１０により構成され，個々の論理グループ１０はｍ台
の磁気記録媒体を用いたＳＣＳＩ (Small Computer Sys
tem Interface)ドライブ１２と、各々のＳＣＳＩドライ
ブ１２とＡＤＣ２を接続する４つのドライブパス９によ
り構成される。なお、このＳＣＳＩドライブ１２の数は
本発明の効果を得るには、特に制限は無い。

【００２５】この論理グループ１０は障害回復単位で、
同一の論理グループ内のいずれかのドライブが障害が発
生したとき、そのグループ内の他のドライブ内のデータ
を利用して障害が発生したドライ部内のデータを回復す
るようになっている。

【００２６】従来のレベル５のディスクアレイでは、各
論理グループは、複数のデータを分散して書き込むため
のドライブと、それらのデータから生成したパリティを
格納するためのドライブからなる。そそれらのデータと
パリティとの組はパリティグループと呼ばれる。従っ
て、各論理グループは、分散して書き込むデータの数
（これをＮとする）プラス１のドライブからなる。

【００２７】各ドライブは、データ格納用かパリティ格
納用ドライブかが定められていた。しかし、本実施例で
は、各論理グループは少なくともＮ＋３のドライブから
なる。したがって、ｍ＝Ｎ＋３である。２つのドライブ
は、同一のパリティグループ内のデータのその後の更新
時に使用する予備の領域（ダミーデータ領域）を提供す
るのに使用されるのが特徴である。

【００２８】例えば、図３（ａ）に例示するように、Ｓ
ＣＳＩドライブ＃１〜＃６により１つの論理グループが
構成されているとき、データ１〜３とパリティＰ１から
なる第１のパリティグループは、ドライブ＃１〜３、＃
５に書き込まれると共に、このパリティグループに対し
て、予備スペースがドライブ＃４、６に確保される。本
実施例では、これらのダミー領域を用いてデータの更新
時のドライブの回転待ち時間を減少させるのが特徴であ
る。すなわち、後に詳述するように、このパリティグル
ープ内のデータ例えば、データ１を更新するとき、こと
のデータ１とパリティＰ１を読み出し、これらと更新用
のデータとから新パリティを生成し、この新パリティと
更新用データとをドライブ＃４、＃６という旧データ１
と旧パリティＰ１を格納していたドライブと異なるドラ
イブ上のダミー領域に書き込む。

【００２９】旧データ１と旧パリティＰ１を保持してい
た２つの領域は、新たなこのパリティグループのための
新たなダミー領域として使用されることになる。以下、
実施例の詳細を説明する。

【００３０】なお、以下の実施例では、パリティコード
を用いた例を説明するが、パリティコードに代えて他の
ハミングコードないしは誤り訂正コードを用いてもよい
ことは言うまでもない。

【００３１】次にＡＤＣ２の内部構造について図１を用
いて説明する。ＡＤＣ２はチャネルパスディレクタ５と
２個のクラスタ１３とバッテリバックアップ等により不
揮発化された半導体メモリであるキャッシュメモリ７に
より構成される。チャネルパスディレクタ５は、ＣＰＵ
１から発行されたコマンドを取り込む。このキャッシュ
メモリ７にはドライブ１２に書き込まれ又はそこから読
み出されたデータと後述するアドレス変換用テーブル４
０（図３）が格納されている。このキャッシュメモリ７
およびその中のアドレス変換用テーブルはＡＤＣ２内の
全てのクラスタにおいて共有で使用される。クラスタ１
３はＡＤＣ２内において独立に動作可能なパスの集合
で、各クラスタ１３間においては電源、回路は全く独立
となっている。各クラスタ１３にはチャネルパスディレ
クタ５とキャッシュメモリ７間のパスとして２つのチャ
ネルパス６が設けられ、キャッシュメモリ７と、ＳＣＳ
Ｉドライブ１２間のパスとして２つのドライブパス６
が、それぞれ２個ずつで構成されている。

【００３２】それぞれのチャネルパス６とドライブパス
８はキャッシュメモリ７を介して接続されている。ＣＰ
Ｕ１より発行されたコマンドは外部インターフェースパ
ス４を通ってＡＤＣ２のチャネルパスディレクタ５に発
行される。本実施例では、ＡＤＣ２は２個のクラスタ１
３により構成され、それぞれのクラスタは２個のパスで
構成されるため、ＡＤＣ２は合計４個のパスにより構成
される。このことから、ＡＤＣ２ではＣＰＵ１からのコ
マンドを同時に４個まで受け付けることが可能である。

【００３３】図２は図１のチャネルパスディレクタ５と
１つのクラスタ１３の内部構造を示した図である。図２
に示すように、ＣＰＵ１から外部インターフェースパス
４を介してＡＤＣ２に送られてきたコマンドは、チャネ
ルパスディレクタ５内のインターフェースアダプタ（以
下ＩＦ Ａｄｐ）１５の１つにより取り込まれる。各チ
ャネルパス６内のマイクロプロセッサ（以下ＭＰ２０）
は外部インターフェースパス４の中でコマンドを取り込
んでいるパスがあるかを調べ、そのような外部インター
フェースパス４がある場合は、ＭＰ２０はチャネルパス
スイッチ１６を切り換えてそのパスに取り込まれたコマ
ンドの受付け処理を行なう。もしそのコマンドが受け付
けられない場合は受付不可の応答をＣＰＵ１へ送る。１
７は信号線、１８はデータパスである。

【００３４】２４はキャッシュアダプタ回路（Ｃ Ａｄ
ｐ）であり、キャッシュメモリ７に対するデータの読み
出し、書き込みをＭＰ２０の指示で行う回路で、キャッ
シュメモリ７の状態の監視、各読み出し、書き込み要求
に対し排他制御を行う回路である。Ｃ Ａｄｐ２４によ
り読み出されたデータは、データ制御回路（ＤＣＣ）２
２の制御によりチャネルインターフェース回路（ＣＨ
ＩＦ）２１に転送される。ＣＨ ＩＦ２１ではＣＰＵ１
におけるチャネルインターフェースのプロトコルに変換
し、チャネルインターフェースに対応する速度に速度調
整する。２７は、データの圧縮回路である。２８は、Ｄ
ｒｉｖｅ ＩＦであり、ＳＣＳＩの読み出し処理手順に
従って、読み出しコマンドをドライブユニットパス９を
介して発行する。 Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８では転送され
てきた当該データをＳＣＳＩドライブ側のキャッシュア
ダプタ回路（Ｃ Ａｄｐ）１４に転送し、（Ｃ Ａｄｐ）
１４ではキャッシュメモリ７にデータを格納する。３５
はデータパスである。３６は、パリティ生成回路であ
り、キャッシュメモリ７のデータからパリティを生成
し、キャッシュメモリに格納する。１２７は、回転位置
検出回路である。

【００３５】本実施例では、レベル５のディスクアレイ
を実現するので、ＣＰＵ１からの複数のＩ／Ｏコマンド
で指定されるデータをまとめて、１つのパリティグルー
プに属するデータを作成し、これらをいずれかのＭＰ２
０の制御下で、同一の論理グループに書き込む。以下で
は、説明を簡明にするために、これらのＩ／Ｏコマンド
で指定されるドライブ番号は同一とする。この際、これ
らのデータに対するパリティもＭＰ２０により生成し、
そのパリティグループに属するパリティとして同じ論理
グループに属する他のドライブに書き込む。

【００３６】図３は、１つの論理グループが６つのつド
ライブからなる場合について、パリティグループに属す
るデータがどのように書き込まれるかを示すものであ
る。ここでは、同一のパリティグループに属するデータ
は３つからなり、これらのデータとこれらのデータから
生成されたパリティとが１つのパリティグループを形成
する。さらに、このグループに対して２つのダミー領域
が確保される。これらはいずれも異なるドライブに属す
る。すなわち、論理グループは、パリティグループとダ
ミーデータ用に使用されるドライブからなる。

【００３７】このパリティグループのデータ書き込みが
最初に行われるときに、ＭＰ２０はいくつかの論理グル
ープ内での同一のドライブ内アドレスを有する空領域を
サーチし、そこにこれらの３つのデータとパリテイと２
つのダミーデータ用の領域を別々のドライブに確保す
る。この際、確保された領域のアドレスに関する情報は
後に詳述されるアドレス変換テーブル４０に書き込まれ
る。

【００３８】以上の書き込み動作において従来と異なる
のは、あるパリティグループを最初に論理ドライブに書
き込むときに、そのパリティグループ用の少なくとも２
つの予備領域を確保することにある。

【００３９】本実施例では、ＡＤＵ３を構成するＳＣＳ
Ｉドライブ１２は、ＳＣＳＩインターフェースのドライ
ブを使用する。ＣＰＵ１をＩＢＭシステム９０００シリ
ーズのような大型汎用計算機とした場合、ＣＰＵ１から
はＩＢＭオペレーティングシステム（ＯＳ）で動作可能
なチャネルインターフェースのコマンド体系にのっとっ
てコマンドが発行される。そこで、ＳＣＳＩドライブ１
２をＳＣＳＩインターフェースのドライブを使用した場
合、ＣＰＵ１からのコマンドを、ＳＣＳＩインターフェ
ースのコマンド体系にのっとったコマンドに変換する必
要が生じる。この変換はコマンドのプロトコル変換と、
アドレス変換に大きく分けられる。以下にアドレス変換
について説明する。

【００４０】ＣＰＵ１から指定されるアドレスは、図２
２に示したように、要求データが格納されている当該ド
ライブ１２の番号（ドライブ番号）と、当該ドライブ内
のシリンダ番号であるシリンダアドレス（ＣＣ）と、シ
リンダにおいてトラックを選択するヘッド１４０の番号
であるヘッドアドレス（ＨＨ）と、レコードアドレス
（Ｒ）からなる、ＣＣＨＨＲである。

【００４１】従来のＣＫＤフォーマット対応の磁気ディ
スクサブシステム（例えばＩＢＭ３９９０−３３９０）
ではこのアドレスに従ってドライブへアクセスすれば良
い。

【００４２】しかし、本実施例では、複数のＳＣＳＩド
ライブ１２により従来のＣＫＤフォーマット対応の磁気
ディスクサブシステムを論理的にエミュレートする。つ
まり、ＡＤＣ２は複数のＳＣＳＩドライブ１２が、従来
のＣＫＤフォーマット対応の磁気ディスクサブシステム
で使用されているドライブ１台に相当するようにＣＰＵ
１にみせかける。このため、ＣＰＵ１から指定してきた
アドレス（ＣＣＨＨＲ）をＳＣＳＩドライブのアドレス
にＭＰ２０は変換する。

【００４３】このアドレス変換には図３の（ｂ）に示す
ようなアドレス変換テーブル４０（以下アドレステーブ
ルとする）が使用される。ＡＤＣ２内のキャッシュメモ
リ７には、その内部の適当な領域に、アドレステーブル
４０が格納されている。本実施例では、ＣＰＵ１が指定
してくるドライブは、ＣＫＤフォーマット対応の単体ド
ライブである。しかし、本発明ではＣＰＵ１は単体と認
識しているドライブが、実際は複数のＳＣＳＩドライブ
により構成されるため、論理的なドライブ群として定義
される。このため、ＡＤＣ２のＭＰ２０はＣＰＵ１より
指定してきたアドレス（ＣＰＵ指定ドライブ番号４１と
ＣＣＨＨＲ４６）を１組の論理グループを構成する。Ｓ
ＣＳＩドライブ１２の各々に対するＳＣＳＩドライブ番
号とそのＳＣＳＩドライブ内のアドレス（以下ＳＣＳＩ
内Ａｄｄｒとする）に変換する。図１に示したように、
本実施例では、複数の論理グループを実現できる。アド
レステーブル４０は各論理グループに対応して生成され
る。図３（ｂ）には、図３（ａ）に示したように２つの
論理グループがＳＣＡＳＩドライブ＃１〜＃６からなる
と仮定し、その論理グループに対応するアドレステーブ
ルを示す。

【００４４】アドレステーブル４０はＣＰＵ指定ドライ
ブ番号カラム４１とＳＣＳＩドライブアドレスカラム４
２とＳＣＡＳＩドライブ情報カラム４３により構成され
る。これらのカラムの同一行には、同一のパリティグル
ープに属する情報が確保される。ＳＣＳＩドライブアド
レスカラム４２はＳＣＳＩドライブ内の実際にデータま
たはパリティが格納されているアドレスである、ＳＣＳ
Ｉ内Ａｄｄｒを格納するカラム４４と、パリティが格納
されているＳＣＳＩドライブ番号（パリティドライブ番
号）を格納するカラム５０と、ダミーデータが格納され
ているＳＣＳＩドライブ番号（ダミードライブ番号）を
格納するカラム５１により構成されている。

【００４５】ＳＣＡＳＩドライブ情報カラム４３は、同
一の論理グループに属するＳＣＡＳＩドライブの各々に
対応したカラムからなり、それぞれのカラムには、その
ドライブに保持されているデータに関連した情報とし
て、ＣＰＵ１から指定された、ドライブ内アドレスＣＣ
ＨＨＲ６と、そのＳＣＡＳＩドライブ内のデータがキャ
ッシュメモリ７内にも存在する場合の、そのデータのキ
ャッシュメモリ７内のアドレス４７と、キャッシュメモ
リ７がそのデータを保持している場合オン（１）が登録
されるキャッシュフラグ４８と、そのドライブにダミー
データが格納されている場合オン（１）となる無効フラ
グ４９により構成される。なお、図３ではカラム４３内
の各カラムには、図３と対比可能なように、それぞれの
カラムのそれぞれのエントリがどのデータ及びパリティ
に関する情報を持つかをそれらのデータまたはパリティ
で表示してある。

【００４６】このテーブル４０に保持された情報のう
ち、パリティドライブカラム５０、ダミードライブカラ
ム５１に格納されていないドライブはデータ用のドライ
ブであることがわかる。このテーブル４０の各行のデー
タは、対応するパリティグループが最初に論理グループ
に書き込まれたときに、ＭＰ２０により書き込まれる。
その後、いずれかのパリティグループ内のデータを更新
するＩ／Ｏコマンドが実行されたとき、このテーブルの
そのパリテイグループに対する行に属する情報がＭＰ２
０により更新される。

【００４７】このテーブル４０のうち、本実施例で特徴
的なのはダミードライブ番号が保持されていることであ
る。これは後述する、データの更新時に利用される。こ
のように作成されたテーブル４０は、ＣＰＵ１から論理
ドライブ内のデータをアクセスするごとにＭＰ２０によ
り利用される。

【００４８】例えば図３の例において、ＣＰＵ１からＣ
ＰＵ指定ドライブ番号が”Ｄｒｉｖｅ＃１”、ＣＣＨＨ
Ｒが”ＡＤＲ８”のデータに対し要求を発行してきた場
合、アドレステーブル４０でＣＰＵ指定ドライブ番号が
Ｄｒｉｖｅ＃１に等しい行に属するＳＣＡＳＩドライブ
情報カラム４３内エントリを調べ、ＣＣＨＨＲが”ＡＤ
Ｒ８”に等しいエントリを探す。図３の例においては、
Ｄａｔａ＃２３に対するＣＣＨＨＲが”ＡＤＲ８”とな
っており、Ｄａｔａ＃２３が要求されたデータであるこ
とがわかる。このＤａｔａ＃２３の物理的アドレスはア
ドレステーブル４０の同じ行からＳＣＳＩドライブ＃２
内のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ”ＤＡＤＲ８”であることがわ
かる。こうして物理的なアドレスへの変換がこのテーブ
ル４２よりなされることがわかる。

【００４９】このアドレス変換の後、ＭＰ２０によりＳ
Ｄ＃２のＳＣＳＩドライブ１２のデータ＃２３に対し読
み出しまたは書込み要求が発行される。この時アドレス
テーブル４０においてＤａｔａ＃２３はキャッシュフラ
グ４８がオフ（０）のため、このデータはキャッシュメ
モリ７内のＣＡＤＲ２，１に存在しない。もし、キャッ
シュフラグ４８がオン（１）であればキャッシュメモリ
７内には、当該データが存在するので、ドライブ１２か
らの上記読み出しまたは書き込みは行わず、キャッシュ
メモリ内のそのデータに対して行われる。また、このデ
ータは無効フラグ４９がオフ（０）のため、このデータ
はダミーデータでないことがわかる。

【００５０】次に、ＡＤＣ２内での具体的なＩ／Ｏ処理
について図１、図２を用いて説明する。ＣＰＵ１より発
行されたコマンドはＩＦ Ａｄｐ１５を介してＡＤＣ２
に取り込まれ、ＭＰ１ ２０により読み出し要求か書込
み要求か解読される。

【００５１】まず、書き込み時は以下のように処理され
る。但し、以下ではすでにデータが書き込まれた後に行
われるデータ更新のためのデータ書き込みについて述べ
る。

【００５２】ＣＰＵ１からＣＰＵ指定ドライブ番号とし
てドライブ＃１でＣＣＨＨＲとして”ＡＤＲ８”を指定
するデータ更新コマンドが発行されたとする。まず、Ａ
ＤＣ２のＭＰ２０は、ＣＰＵ１からこのコマンドを受け
取った後、コマンドを受け取ったＭＰ２０が所属するク
ラスタ１３内の各チャネルパス６において処理可能かど
うかを調べ、可能な場合は処理可能だという応答をＣＰ
Ｕ１へ返す。ＣＰＵ１では処理可能だという応答を受け
取った後にＡＤＣ２へ書き込みデータを転送する。この
転送に先立ち、ＡＤＣ２ではＭＰ２０の指示により、チ
ャネルパスディレクタ５において、チャネルパススイッ
チ１６がこのコマンドが転送された外部インターフェー
スパス４とＩＦ Ａｄｐ１５をチャネルパス６に接続し
ＣＰＵ１とＡＤＣ２間の接続を確立する。

【００５３】ＣＰＵ１から転送されてきた書き込みデー
タ（以下新データまたはＮｅｗ Ｄａｔａとする）はＭ
Ｐ２０の指示により、ＣＨ ＩＦ２１によりプロトコル
変換を行ない、外部インターフェースパス４での転送速
度からＡＤＣ２内での処理速度に速度調整する。ＣＨ
ＩＦ２１におけるプロトコル変換および速度制御の完了
後、データはＤＣＣ２２によるデータ転送制御を受け、
Ｃ Ａｄｐ２４に転送され、Ｃ Ａｄｐ２４によりキャッ
シュメモリ７内に格納される。この時、ＣＰＵ１から送
られてきた情報が、ＣＰＵ指定アドレスの場合は、読み
だしと同様にアドレステーブル７０によりアドレス変換
を行い、物理アドレスに変換する。また、ＣＰＵ１から
送られてきた情報がデータの場合は、キャッシュメモリ
７に格納したアドレスを上記アドレス変換により変換し
た物理アドレスをキャッシュメモリ７に登録する。この
時、対応するキャッシュフラグ４８をオン（１）とす
る。

【００５４】この様にキャッシュメモリ７に新データを
格納したのをＭＰ２０が確認したら、ＭＰ２０は書込み
処理の完了報告をＣＰＵ１に対し報告する。

【００５５】なお、キャッシュメモリ７内に保持されて
いる新データに対し、さらに書き込み要求がＣＰＵ１か
ら発行された場合は、キャッシュメモリ７内に保持され
ている新データを書き替える。

【００５６】キャッシュメモリ７に新データが格納され
た後は、以下のようにして新しくパリティを更新し、論
理グループ１０内のＳＣＳＩドライブ１２へ新データと
新パリティが格納される。

【００５７】図２に戻って、ＭＰ２０はアドレステーブ
ル４０を参照したときに、データ、ダミーデータ、パリ
ティが格納されているＳＣＳＩドライブ番号を認識す
る。

【００５８】ＭＰ２０は、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８に対
し、該当するドライブ１２に対する書き込み処理を行な
うように指示する。

【００５９】ここでの書き込み処理は、論理グループ１
０において新データを実際に書き込む処理と、新データ
の書き込みによりパリティを新たに作り直す（以下新パ
リティ、Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙとする）ための処理すな
わち、このパリティを作成するための書き込み前のデー
タ（以下旧データ、Ｏｌｄ Ｄａｔａとする）と書き込
み前のパリティ（以下旧パリティとする）を読み出し、
新パリティを作成する処理と、新データと新パリティを
書き込む一連の処理からなる。

【００６０】図４に示すようにＣＰＵ１からＳＤ＃１の
ＳＣＳＩドライブ１２のデータ＃１に書き込み要求が発
行された場合、ＭＰ２０は、ＳＤ＃１ドライブが所属す
る論理グループ１０において、ドライブＳＤ＃１とダミ
ーデータが格納されているドライブＳＤ＃４，６とパリ
ティが格納されているドライブＳＤ＃５に対し、使用権
の獲得を行なう。

【００６１】その後は、図５のフローチャートに示すよ
うな処理を行なっていく。まず、ＭＰ２０は回転位置検
出回路（ＲＰＣ）１２７によりドライブＳＤ＃１、４、
５、６における回転位置を検出する（ステップ５０
２）。ＲＰＣ１２７により回転位置を検出した後にＭＰ
２０は各ＳＣＳＩドライブの回転待ち時間を算出する
（５０４）。

【００６２】図６に示すように、論理グループ１０を構
成する各ドライブＳＤ＃１〜ＳＤ＃６には旧データ（Ｄ
ａｔａ＃１〜＃３）及びダミーデータ（Ｄｕｍｍｙ）、
旧パリティ（Ｐａｒｉｔｙ＃１）が格納されている。こ
の論理グループ１０内のデータ１００は、ディスク１３
０上では図６の下段に示すようになっており、各ドライ
ブＳＤ＃１〜ＳＤ＃６によって当該データ１００がヘッ
ド１４０の下に来るまでのディスク１３０の回転を待つ
時間が異なっている。このディスク１３０の回転を待つ
時間のことを回転待ち時間（ＴＷ）という。

【００６３】回転待ち時間ＴＷを算出した後に、以下の
ように新パリティと新データを格納するＳＣＳＩドライ
ブを決定する。図５のフローチャートに示すように、ま
ず、ＭＰ２０は旧データ（Ｏｌｄ Ｄａｔａ）が格納さ
れているＳＣＳＩドライブと、旧パリティ（Ｏｌｄ Ｐ
ａｒｉｔｙ）が格納されているＳＣＳＩドライブのう
ち、回転待ち時間ＴＷの大きい方を判定する（５０６〜
５１２）。

【００６４】図７の（ａ）の例では、旧データ（Ｏｌｄ
Ｄａｔａ）が格納されているドライブＳＤ＃１の回転
待ち時間がＴＷ１、旧パリティ（Ｏｌｄ Ｐａｒｉｔ
ｙ）が格納されているドライブＳＤ＃５の回転待ち時間
ＴＷ５より大きい。そこで、ＭＰ２０はドライブＳＤ＃
１のを基準に新データ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）と新パリテ
ィ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）を書き込むドライブを決定
する。具体的にはＭＰ２０はＲＰＣ１２７からの情報に
よりダミーデータが格納されているドライブＳＤ＃４，
６において、ドライブＳＤ＃１から書き込み前の旧デー
タ（Ｏｌｄ Ｄａｔａ）を読み出し（５０６）、新パリ
ティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）の作成後に早く書き込む
ことが可能な方のドライブを判定し、このドライブに新
パリティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）を格納することに決
定する（５１２）。一方新データ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）
は残りのダミーデータが格納されているドライブに格納
することに決定する（５１４）。このようにして、新デ
ータ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）と新パリティ（Ｎｅｗ Ｐａｒ
ｉｔｙ）を格納するＳＣＳＩドライブ１２を決定する。

【００６５】図７（ａ）の例では、ドライブＳＤ＃１か
ら書き込み前の旧データを読み出した後は、ドライブＳ
Ｄ＃６の方がドライブＳＤ＃４よりも早く書き込める。
（ＳＤ＃４のＳＣＳＩドライブに書き込むためには、１
回転待たなければならない。）そのため、ドライブＳＤ
＃６を書き込み後の新パリティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔ
ｙ）を格納するドライブとし、ドライブＳＤ＃４は、書
き込む新データ（ＮｅｗＤａｔａ）を格納するドライブ
とする。

【００６６】また、図７（ｂ）の例では、ドライブＳＤ
＃１から書き込み前の旧データ（Ｏｌｄ Ｄａｔａ）を
読み出した後、ドライブＳＤ＃４の方がドライブＳＤ＃
６よりも早く書き込めるため、ドライブＳＤ＃４を書き
込み後の新パリティ（ＮｅｗＰａｒｉｔｙ）を格納する
ドライブとし、ドライブＳＤ＃６は書き込む新データ
（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）を格納するドライブとする。

【００６７】書き込み後の新データ（Ｎｅｗ Ｄａｔ
ａ）および新パリティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）を格納
するドライブを決定した後は、図５のフローチャートに
従って以下のように処理する。以下の書き込み処理の説
明は、図７の（ａ）を例に行なう。

【００６８】ＭＰ２０はＤｒｉｖｅ ＩＦ２８に新デー
タ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）をドライブＳＤ＃４に書き込む
よう指示する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８ではＳＣＳＩの書
込み手順にしたがってドライブユニットパス９の中の１
本を介してドライブＳＤ＃４に書込みコマンドを発行す
る。

【００６９】同時にＭＰ２０はドライブＳＤ＃１に対し
て旧データ（Ｏｌｄ Ｄａｔａ）の読み出しと、ドライ
ブＳＤ＃５に対して旧パリティ（Ｏｌｄ Ｐａｒｉｔ
ｙ）の読み出しとドライブＳＤ＃６への新パリティ（Ｎ
ｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）の書込み要求を発行するようにＤ
ｒｉｖｅ ＩＦ２８に指示する。

【００７０】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８から読み出しまたは
書込みコマンドを発行されたこれらのドライブでは、Ｄ
ｒｉｖｅ ＩＦ２８から送られてきたＳＣＳＩ内Ａｄｄ
ｒ４４へシーク、回転待ちのアクセス処理を行なう。ド
ライブＳＤ＃４においてアクセス処理が完了し書込みが
可能になり次第、Ｃ Ａｄｐ１４はキャッシュメモリ７
から書き込む新データ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）を読み出し
てＤｒｉｖｅ ＩＦ２８へ転送し、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８
では転送されてきた新データ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）をド
ライブユニットパス９の中の１本を介してＳＤ＃４のド
ライブへ転送する。新データ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）のド
ライブＳＤ＃４への書込みが完了すると（５１０）、ド
ライブＳＤ＃４はＤｒｉｖｅ ＩＦ２８に完了報告を行
ない、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８がこの完了報告を受け取っ
たことを、ＭＰ２０に報告する（５１６）。

【００７１】ＳＤ＃４のドライブに対する新データ（Ｎ
ｅｗ Ｄａｔａ）の格納は完了しても、キャッシュメモ
リ７内には新データ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）が存在してお
り、パリティの更新はキャッシュメモリ７内に格納され
ている新データ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）で行なう。

【００７２】ドライブＳＤ＃１，５においてもアクセス
処理が完了し旧データ（Ｏｌｄ Ｄａｔａ）および旧パ
リティ（Ｏｌｄ Ｐａｒｉｔｙ）の読み出しが可能にな
り次第、旧データ（Ｏｌｄ Ｄａｔａ）および旧パリテ
ィ（Ｏｌｄ Ｐａｒｉｔｙ）を読み出し、キャッシュメ
モリ７に格納する（５１２）。ドライブＳＤ＃１から旧
データ（Ｏｌｄ Ｄａｔａ）を、ドライブＳＤ＃５から
旧パリティ（Ｏｌｄ Ｐａｒｉｔｙ）を読み出し、それ
ぞれをキャッシュメモリ７に格納した後、ＭＰ２０はキ
ャッシュメモリ７内に格納されている書き込む新データ
（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）とで排他的論理和により、更新後
の新パリティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）を作成するよう
にパリテイ生成回路（ＰＧ）３６に指示を出し、ＰＧ３
６において新パリティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）を作成
しキャッシュメモリ７に格納する（５１８）。

【００７３】新パリティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）をキ
ャッシュメモリ７に格納した後、ＭＰ１ ２０では新パ
リティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）の作成が完了したこと
を認識し、ドライブＳＤ＃６に、更新後の新パリティ
（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）を書き込むようにＤｒｉｖｅ
ＩＦ２８に対し指示する。ドライブＳＤ＃６への更新後
の新パリティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）の書込み方法
は、先に述べた書き込む新データ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）
をドライブＳＤ＃４に書き込んだ方法と同じである。

【００７４】ドライブＳＤ＃６では既に、Ｄｒｉｖｅ
ＩＦ２８から書込みコマンドが発行されており、指示Ｓ
ＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４へシーク、回転待ちのアクセス処
理を行なっている（５２０）。新パリティ（Ｎｅｗ Ｐ
ａｒｉｔｙ）は既に作成されキャッシュメモリ７に格納
されており、ドライブＳＤ＃６におけるアクセス処理が
完了した場合、Ｃ Ａｄｐ１４はキャッシュメモリ７か
ら新パリティ（ＮｅｗＰａｒｉｔｙ）を読み出してＤｒ
ｉｖｅ ＩＦ２８へ転送する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８では
転送されてきた新パリティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）を
ドライブユニットパス９の中の１本を介してドライブＳ
Ｄ＃６へ転送する（５２２）。

【００７５】新データ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）及び新パリ
ティ（Ｎｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）の当該ドライブＳＤ＃
４，６への書込みが完了すると、当該ドライブはＤｒｉ
ｖｅ ＩＦ２８に完了報告を行ない、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２
８がこの完了報告を受け取ったことを、ＭＰ２０に報告
する。

【００７６】この時、ＭＰ２０は、この新データ（Ｎｅ
ｗ Ｄａｔａ）をキャッシュメモリ７上に残さない場合
は、この報告を元にアドレステーブル４０のキャッシュ
フラグ４８をオフ（０）にする。さらに、アドレステー
ブル４０において、書き込み前の旧データ（Ｏｌｄ Ｄ
ａｔａ）の論理アドレス４５の無効フラグをオン（１）
とし、書き込み前の論理アドレス４５内のＣＣＨＨＲ４
６のアドレスを、書き込み後の論理アドレス４５のＣＣ
ＨＨＲ４６に登録し、無効フラグをオフ（０）とする。

【００７７】また、キャッシュメモリ７内に書き込む新
データ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）を保持する場合は、書き込
み後のデータに対応するエントリ内のキャッシュアドレ
ス４７に、キャッシュメモリ７内の新データ（Ｎｅｗ
Ｄａｔａ）が格納されているアドレスを登録し、キャッ
シュフラグ４８をオン（１）とする。さらに、書き込み
を行った論理グループ１０内のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４
に対し、パリティドライブ番号５０とダミードライブ番
号５１を書き込み後のＳＣＳＩドライブ番号４３に変更
する。

【００７８】図７の（ｂ）の例についても同様に処理す
ることが可能である。

【００７９】以上述べたようにして書込み処理を行なう
が、その時の回転位置検出方法について以下に詳しく説
明する。

【００８０】回転待ち時間の算出方法は、図８に示すよ
うにディスク１３０の面上をインデックスを基準として
扇型に等分割する。本実施例では図８に示すように１６
分割した。なお、この分割数に制限が無いことは明らか
である。この等分割した各領域には番号（１〜１６）が
付けられており、各領域の開始地点にその番号が記録さ
れている。回転待ち時間ＴＷの算出は、各ＳＣＳＩドラ
イブ１２において現在ヘッド１４０の下にある領域の番
号をＲＰＣ１２７に送り、ＲＰＣ２７では当該データの
格納されている領域１００（アドレスでも可）との差か
ら回転待ち時間ＴＷを計算する。図８を例に計算方法を
示す。ヘッド１４０は領域１３の開始地点に位置してい
る。要求データは領域２、３に存在している。要求デー
タの開始領域は領域２である。そこで、ディスク１３０
が一回転する時間を１６．６（ｍｓ）とすると回転待ち
時間ＴＷは以下のように求められる。

【００８１】（１）（ヘッドの位置する領域番号−要求
データの開始領域番号）＞０なら 回転待ち時間＝（総分割数−（ヘッドの位置する領域番
号−要求データの開始領域番号））／総分割数×一回転
時間＝（１６−（１３−２））／１６×１６．６（ｍ
ｓ） また、要求データの開始領域を領域１５とした場合は、 （２）（ヘッドの位置する領域番号−要求データの開始
領域番号）≦０、 回転待ち時間＝（要求データの開始領域番号−ヘッド位
置領域番号）／総分割数×一回転時間＝（１５−１３）
／１６×１６．６（ｍｓ） となる。

【００８２】なお、回転待ち時間を時間ではなく、ディ
スク面上におけるヘッドの位置する領域である回転位置
情報そのものから要求データの開始領域までの領域数で
考えても問題は無い。

【００８３】図９は、図７の（ａ）の場合での書き込み
前の旧データ（Ｏｌｄ Ｄａｔａ）と旧パリティ（Ｏｌ
ｄ Ｐａｒｉｔｙ）、書き込み後の新データと新パリテ
ィのデータの流れを示している。書込み処理を行なった
結果、書き込み前に図１０の（Ａ）に示すように、旧デ
ータ（Ｏｌｄ Ｄａｔａ）が格納されていたＳＤ＃１の
ＳＣＳＩドライブ１２と旧パリティ（Ｏｌｄ Ｐａｒｉ
ｔｙ）が格納されていたＳＤ＃５のＳＣＳＩドライブ１
２は、図１０の（Ｂ）に示すように、書き込み後はダミ
ーデータが格納されているＳＣＳＩドライブ１２とな
る。この時、ＳＤ＃１のＳＣＳＩドライブ１２には書き
込み前の旧データ（Ｏｌｄ Ｄａｔａ）が格納されてお
り、ＳＤ＃５のＳＣＳＩドライブ１２には書き込み前の
旧パリティ（Ｏｌｄ Ｐａｒｉｔｙ）が格納されている
が、これらは、意味の無いデータまたはパリティでダミ
ーデータとし、書き込み前と書き込み後では論理グルー
プ１０においてパリティを作成するパリティグループを
構成するＳＣＳＩドライブ１２が異なる。

【００８４】書き込み処理においては、新パリティ（Ｎ
ｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）を書き込む処理により書き込み処
理全体の処理時間が左右される。このように、書き込み
後の新データ（Ｎｅｗ Ｄａｔａ）及び新パリティ（Ｎ
ｅｗ Ｐａｒｉｔｙ）を、書き込み前の旧データ（Ｏｌ
ｄ Ｄａｔａ）及び旧パリティ（Ｏｌｄ Ｐａｒｉｔｙ）
が格納されているＳＣＳＩドライブ１２ではなくダミー
データが格納されているＳＣＳＩドライブ１２に書き込
むことにより、データの書き込みにより必要となるパリ
ティの変更を行なった後に、最も早く書き込めるＳＣＳ
Ｉドライブ１２に書き込むことが可能となり、従来のア
レイディスクでは図２３に示すように書き込み時に平均
１．５回転の回転待ち時間が必要としたのが、平均１回
転の回転待ち時間で済むため書き込み処理全体の処理時
間を短縮できる。

【００８５】次に読み出し要求の場合の処理方法を以下
に示す。

【００８６】ＭＰ２０が読み出し要求のコマンドを認識
すると、ＭＰ２０はＣＰＵ１から送られてきたＣＰＵ指
定ドライブ番号とＣＣＨＨＲ（以下両方を併せてＣＰＵ
指定アドレスとする）によりアドレステーブル４０を参
照し、要求されたデータに対する物理アドレスへの変換
を行ない、それとともにそのデータがキャッシュメモリ
７内に存在するかどうかをキャッシュフラグ４８で判定
する。キャッシュフラグ４８がオンでキャッシュメモリ
７内に格納されている場合（キャッシュヒット）は、Ｍ
Ｐ２０がキャッシュメモリ７から当該データを読みだす
制御を開始し，キャッシュメモリ７内に無い場合（キャ
ッシュミス）は当該ドライブ１２へその内部の当該デー
タを読みだす制御を開始する。

【００８７】キャッシュヒット時、ＭＰ２０はアドレス
テーブル４０によりＣＰＵ１から指定してきたＣＰＵ指
定アドレスをキャッシュメモリ７のアドレスに変換しキ
ャッシュメモリ７へ当該データを読み出しに行く。具体
的にはＭＰ２０の指示の下で、キャッシュアダプタ回路
（Ｃ Ａｄｐ）２４によりキャッシュメモリ７から当該
データが読み出される。Ｃ Ａｄｐ２４はキャッシュメ
モリ７に対するデータの読み出し、書き込みをＭＰ２０
の指示で行う回路で、キャッシュメモリ７の状態の監
視、各読み出し、書き込み要求に対し排他制御を行う回
路である。

【００８８】Ｃ Ａｄｐ２４により読み出されたデータ
は、データ制御回路（ＤＣＣ）２２の制御によりチャネ
ルインターフェース回路（ＣＨ ＩＦ）２１に転送され
る。ＣＨ ＩＦ２１ではＣＰＵ１におけるチャネルイン
ターフェースのプロトコルに変換し、チャネルインター
フェースに対応する速度に速度調整する。ＣＨ ＩＦ２
１におけるプロトコル変換および速度調整の後は、チャ
ネルパスディレクタ５において、チャネルパススイッチ
１６が外部インターフェースパス４を選択し、ＩＦ Ａ
ｄｐ１５によりＣＰＵ１へデータ転送を行なう。

【００８９】一方、キャッシュミス時、ＭＰ２０はアド
レス変換テーブル４０を用いて、読み出すべきデータが
属するドライブとその中のアドレスを判別し、Ｄｒｉｖ
ｅＩＦ２８に対し、当該ドライブ１２への読み出し要求
を発行するように指示する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８では
ＳＣＳＩの読み出し処理手順に従って、読み出しコマン
ドをドライブユニットパス９を介して発行する。Ｄｒｉ
ｖｅ ＩＦ２８から読み出しコマンドを発行された当該
ＳＣＳＩドライブ１２においては、指示されたＳＣＳＩ
内Ａｄｄｒ４４へシーク、回転待ちのアクセス処理を行
なう。当該ＳＣＳＩドライブ１２におけるアクセス処理
が完了した後、当該ＳＣＳＩドライブ１２は当該データ
を読み出しドライブユニットパス９を介してＤｒｉｖｅ
ＩＦ２８へ転送する。

【００９０】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８では転送されてきた
当該データをＳＣＳＩドライブ側のキャッシュアダプタ
回路（Ｃ Ａｄｐ）１４に転送し、（Ｃ Ａｄｐ）１４で
はキャッシュメモリ７にデータを格納する。この時、Ｃ
Ａｄｐ１４はキャッシュメモリ７にデータを格納する
ことをＭＰ２０に報告する。ＭＰ２０はこの報告を元に
アドレステーブル４０内の、ＣＰＵが読み出し要求を発
行したＣＰＵ指定アドレスに対応したエントリ４５のキ
ャッシュフラグ４８をオン（１）にし、さらにキャッシ
ュアドレス４７にキャッシュメモリ７内のデータを格納
したアドレスを登録する。キャッシュメモリ７にデータ
を格納し、アドレステーブル４０のこのデータに対応す
るエントリ４５のキャッシュフラグ４８をオンにし、キ
ャッシュメモリ７内アドレス４７を更新した後は、キャ
ッシュヒット時と同様な手順でＣＰＵ１へ当該データを
転送する。

【００９１】本実施例では、パリティは論理グループ１
０を構成する各ＳＣＳＩドライブ１２において、各ＳＣ
ＳＩ内Ａｄｄｒが同一のデータに対して作成され、その
パリティもデータと同一のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４に格
納されるとして説明してきた。この方法によれば、ドラ
イブ番号のみでアドレス管理できる利点がある。

【００９２】しかし、図１０に示すように、パリティ・
データが同一ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４ではなく、アドレ
スが１ずつずれていても同様に実現できる。この場合、
各データについて、ドライブ番号のみならずドライブ内
アドレスの管理も必要となってくる。システム全体の管
理の難易度を考慮して、このずらす量を選定すればよ
い。

【００９３】〔実施例２〕本発明の第２の実施例を図１
１、図１２を用いて説明する。本実施例では、実施例１
で示したシステムにおいてＳＣＳＩドライブ１２に障害
が発生した時に、その障害が発生したＳＣＳＩドライブ
１２内のデータを回復し、それを格納するための領域に
ダミーデータの領域を使用する例を示す。論理グループ
１０内の各ＳＣＳＩドライブ１２では、その内部の各々
対応する同一ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４のデータによりパ
リティグループを構成する。具体的には図１１に示すよ
うに、ドライブＳＤ＃１，２，３内のデータ＃１、２、
３でパリティ生成回路ＰＧ３６によりパリティ＃１が作
られ、ドライブＳＤ＃５内に格納される。本実施例では
パリティは奇数パリティとし、各々対応するビットにつ
いて１の数を数え、奇数であれば０、偶数であれば１と
する（排他的論理和）。

【００９４】もし、ドライブＳＤ＃１に障害が発生した
とする。この時、データ＃１は読み出せなくなる。

【００９５】そこで、図１２に示すように、残りのデー
タ＃２、３とパリティ＃１をキャッシュメモリ７に転送
し、ＭＰ２０はＰＧ３６に対しデータ＃１を復元する回
復処理を早急に行なうように指示する（１２０２）。こ
の回復処理を行ないデータ＃１を復元した後（１２０６
〜１２０８）、ＭＰ１ ２０は、アドレステーブル４０
により、論理グループ内の同一ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４
（ＤＡＤＲ１）におけるダミーデータの格納されてダミ
ードライブ番号５１（ＳＤ＃４，６）を認識し、このデ
ータ＃１をＳＤ＃４または６のどちらかのダミーデータ
のアドレスに格納する（１２１０〜１２１２）。

【００９６】本実施例では、ダミーデータの領域に回復
処理により復元されたデータ＃１を格納する。これによ
り、ダミーデータ領域を実施例１で示したような、書き
込み処理時の回転待ち時間を短縮させるためだけではな
く、ＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生したときに、復
元したデータを格納するためのスペアー領域としても活
用する。

【００９７】この様に、ＭＰ１ ２０がダミーデータ領
域に回復したデータ＃１を格納した後は、キャッシュメ
モリ７にある図３に示すアドレステーブル４０におい
て、ダミードライブ番号５１の中で、回復データを格納
した方のダミードライブ番号を削除し、この削除したド
ライブ番号に対するエントリ４５に、回復したデータ＃
１の元のエントリ４５の内容を複写する（１２１４）。

【００９８】図１１に示すように、ドライブＳＤ＃１に
は、データ＃１の他にダミーデータ、パリティ、データ
＃１３、１６、１９、２２が格納されている。ダミーデ
ータについては回復処理を行ない復元する必要は無い。
パリティ＃３はドライブＳＤ＃３，４，５からデータ＃
７、８、９を読み出して新たに作成しドライブＳＤ＃２
か６のダミーデータ領域に格納する。データ＃１３はド
ライブＳＤ＃３，５，６からパリティ、データ＃１４、
１５を読み出して、回復処理を行ない復元し、ドライブ
ＳＤ＃２または４のダミーデータ領域に格納する。以下
同様に他のデータについても回復処理を行ない論理グル
ープ１０内のダミーデータ領域に格納していく。

【００９９】なお、ドライブＳＤ＃２，３，４，５，６
のダミーデータ領域に、ドライブＳＤ＃１の回復データ
を全て格納した後は、ダミーデータが論理グループ１０
において一つしかないため、実施例１で述べたような書
き込み時の回転待ちを短くすることは出来ないため、従
来のアレイディスクであるＲＡＩＤのレベル５の処理と
なる。また、ドライブＳＤ＃１の回復データを全て格納
した後は、ドライブＳＤ＃２，３，４，５，６の中で更
にもう一台のドライブに障害が発生した場合、同様にそ
の障害が発生したドライブ内のデータについて回復処理
を行ない、残りのダミーデータ領域に格納し、処理を行
なえる。

【０１００】この様にして、論理グループ１０内のダミ
ーデータ領域を全て使いきってしまった場合は、障害Ｓ
ＣＳＩドライブ１２を正常のＳＣＳＩドライブ１２に交
換し、この交換した正常なＳＣＳＩドライブ１２は全て
ダミーデータ領域として論理グループを再構成する。障
害ＳＣＳＩドライブ１２を正常のＳＣＳＩドライブ１２
に交換した直後は、ダミーデータ領域が特定ＳＣＳＩド
ライブ１２に集中した形になっているため、このＳＣＳ
Ｉドライブ１２が使用出来ずにまたされることが多くな
りネックとなるため、実施例１で示した回転待ち時間を
短縮する効果が、効率的に発揮出来ない。

【０１０１】しかし、時間が立つにつれて、ダミーデー
タが分散されて、ＳＣＳＩドライブ障害前の状態に戻っ
ていき、次第に解消されていく。もし、この時間が問題
となる場合は、ＳＣＳＩドライブに障害が発生したこと
を感知した場合、正常なＳＣＳＩドライブに交換して、
この交換した正常なＳＣＳＩドライブに障害が発生した
ＳＣＳＩドライブ内のデータとパリティをユーザが復元
することも可能とする。なお、この時ダミーデータに関
しては復元せずにダミーデータ領域として空けておく。

【０１０２】本実施例ではこの回復処理と、ダミーデー
タ領域へ復元したデータを書き込む処理をＭＰ２０が自
動的に行なう。この様に自動的に行なうことによりＳＣ
ＳＩドライブに障害が発生した場合、障害が発生したＳ
ＣＳＩドライブを正常なＳＣＳＩドライブに交換し回復
したデータを書き込むのと比較し、本発明ではシステム
を使用するユーザがＳＣＳＩドライブに障害が発生する
とすぐに正常なＳＣＳＩドライブと交換する必要が無い
ため、ユーザの負担が軽くなる。

【０１０３】〔実施例３〕本発明の第３の実施例を図１
３〜図１５により説明する。本実施例では、実施例１、
２において示したディスクアレイシステムの論理グルー
プ１０において、要求性能に合わせてダミーデータの数
を増やすことを可能とする。ここでいう要求性能とは読
み出し／書込み処理を高速に行ない処理時間を短縮させ
るアクセス性能と、障害発生時に対処する信頼性能の両
方をいう。ダミーデータの数を増加させる方法は、図１
３のように全てがダミーデータにより構成されている拡
張ドライブを増設する。

【０１０４】一例として図１４に示すように、論理グル
ープ１０内においてダミーデータの数を３個にした場合
を示す。この例では、ＳＤ＃１、２、３のＳＣＳＩドラ
イブ１２にデータが格納されており、ＳＤ＃４，６及び
ＳＤ＃７（拡張ドライブ）のＳＣＳＩドライブ１２には
ダミーデータが格納されており、ＳＤ＃５のＳＣＳＩド
ライブ１２にはパリティが格納されている。

【０１０５】本実施例でのデータの更新時の処理は、実
施例１に比べて、ダミードライブの数が多い点が異な
る。つまり新パリティを書き込むドライブを選択すると
き、３つのダミードライブから実施例１の方法で選択す
る。新データの書き込みは残りの２つのダミードライブ
のうち、より早く書き込めるドライブを選択する。図１
４はそのときの動作の一例である。

【０１０６】本実施例のようにダミーデータを増加させ
ることにより、書き込み処理における選択対象のドライ
ブが増え、書込み時のオーバヘッド（回転待ち）を減少
させることが可能となる。また、障害が発生した場合、
実施例２のようにその障害が発生したデータを回復し
て、この回復したデータを格納することが可能であり、
この回復したデータ格納する領域を増加させることによ
り信頼性の向上を図ることが可能となる。高性能な処理
を要求するデータはこの様にダミーデータを多く持つよ
うにする。また、一つの論理グループ１０内においてダ
ミーデータの数が違うグループ混在させることも可能で
ある。

【０１０７】ＭＰ２０は当該論理グループ１０内におい
て、どのデータ、ダミーデータ、パリティがどの様に構
成されているか、キャッシュメモリ７内のアドレステー
ブル４０により認識することが可能である。このため、
ＣＰＵ１から読み出しまたは書込み要求が発行されてき
た場合、当該データが格納されている論理グループ１０
の構成を、アドレステーブル４０を調べることで認識
し、実施例１のように処理するか、実施例３のように処
理するかを、ＭＰ２０が判断し、処理を行なう。

【０１０８】なお、本実施例では実施例２の効果を実現
することが可能であることは明らかである。また、本実
施例ではダミーデータ数を３としたが、この数は本発明
を制約しない。

【０１０９】本実施例では、図１３に示すように、拡張
ドライブにはダミーデータのみが格納されているとし
て、論理グループ１０における同一ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ
４４でダミーデータ数を増加した。

【０１１０】このように、ダミーデータ数を増加させた
後、容量または、性能の向上を図るため、ダミーデータ
の一部に、新規にデータを格納する方法を図１５で説明
する。図１５は、ダミーデータの追加処理（Ａ）と、容
量増設に伴う新規データの書き込み処理（Ｂ）とからな
っている。ダミーデータの追加処理（Ａ）では、図１３
に示したように、６台のＳＣＳＩドライブ１２により構
成されていた論理グループ内に、１台のＳＣＳＩドライ
ブ１２を増設し、これを拡張ドライブとした場合、先に
述べたように、この拡張ドライブは、ダミーデータによ
り構成されているとし、論理グループ１０における同一
ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４でダミーデータ数を増加させ
る。この時、アドレステーブル４０のＳＣＳＩドライブ
番号４３に拡張ドライブのＳＣＳＩドライブ番号を追加
し、ダミードライブ番号５１に拡張ドライブのＳＣＳＩ
ドライブ番号を追加する。また、追加したＳＣＳＩドラ
イブ番号の各ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４に対応する全論理
アドレス４５において無効フラグ４９をオン（１）とし
て全てをダミーデータとする（１５０２）。

【０１１１】次に新規データの書き込み処理（Ｂ）を説
明する。もし、ユーザから容量の増設要求がＡＤＣ２の
ＭＰ１ ２０に発行され、新規データを書き込む場合、
ＭＰ１ ２０はアドレステーブル４０により論理グルー
プ１０における同一ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４の３個のダ
ミーデータのアドレスを認識し、現在、他の読み出し／
書き込み処理を行っていないＳＣＳＩドライブ１２に格
納されてダミーデータを１個選択する（１５０４）。Ｍ
Ｐ１ ２０によるダミーデータの選択が完了したら、Ｍ
Ｐ１ ２０は、新規データをこの選択したダミーデータ
のアドレスに通常の書き込み処理と同様に書き込む（１
５０６）。なお、この時、パリティの更新は、旧データ
はダミーデータが全て０として、旧データの読み出しは
不要である。また、新パリティの書き込みについては、
新規データを書き込んだダミーデータ以外の残りの２個
のダミーデータの中で、どちらか早く書き込める方に書
き込んでもかまわない。

【０１１２】以上のように、ダミーデータに新規データ
を書き込んだ後、ＭＰ１ ２０はアドレステーブル４０
において、新規データが書き込まれたダミーデータの論
理アドレス４５を新規データに変更し、ダミードライブ
番号カラム５１から新規データが書き込まれたダミーデ
ータのＳＣＳ１ドライブ番号を削除する（１５０８）。
以下同様に新規データを次々に書き込み、容量の増設を
図る。

【０１１３】このように、論理グループ１０に分散され
ているダミーデータに新規データを分散して書き込むた
め、拡張したドライブに対する新規データの書き込み
が、集中しないため、効率良く処理することが可能とな
る。

【０１１４】〔実施例４〕本発明の第４の実施例を図１
６で説明する。本実施例では複数の論理グループ１０間
に渡ってダミーデータを共有することを可能にする。デ
ィスクアレイサブシステムは、図１６に示すように複数
の論理グループ１０により構成される。本実施例では実
施例３で述べたような、高性能を要求するデータについ
てダミーデータを増加させるのを、論理グループ１０内
のＳＣＳＩドライブ１２の数を増加させるのではなく、
論理グループ１０間のＳＣＳＩドライブ１２の割り当て
方を可変とすることで実現する。本実施例では、サブ論
理グループはパリティグループと、このパリティグルー
プに対応するダミーデータにより構成されるグループと
定義し、論理グループ１０はこのサブ論理グループによ
り構成されるとする。

【０１１５】図１６においてサブ論理グループ＃１とサ
ブ論理グループ＃２においてＳＤ＃７のＳＣＳＩドライ
ブ１２のダミーデータを共有する場合を以下に示す。サ
ブ論理グループ＃１においてはドライブＳＤ＃１のデー
タ＃１、ドライブＳＤ＃２のデータ＃２、ＳＤ＃３のデ
ータ＃３とＳＤ＃４，６のダミーデータとＳＤ＃５のパ
リティにより構成されている。サブ論理グループ＃１に
ついてはドライブＳＤ＃７のダミーデータをサブ論理グ
ループ＃２と共有し拡大論理グループ＃１とする。

【０１１６】拡大論理グループ＃１ではダミーデータが
３個あり、サブ論理グループ＃２ではダミーデータは２
個である。一方、サブ論理グループ＃２においてはドラ
イブＳＤ＃８のデータ＃４、ＳＤ＃１０のデータ＃５、
ＳＤ＃１１のデータ＃６、ＳＤ＃７，９のダミーデータ
と、ＳＤ＃１２のパリティ＃２により構成されている。

【０１１７】拡大論理グループ＃１では実施例２、３で
の制御が行なわれ、サブ論理グループ＃２では実施例
１、２の制御が行なわれる。ＭＰ２０は当該サブ論理グ
ループが、どのＳＣＳＩドライブ１２内のどのデータと
パリティとダミーデータにより構成されているか、キャ
ッシュメモリ７内のアドレステーブル４０により認識す
ることが可能である。アドレステーブル４０にはＣＰＵ
１が指定してきたＣＰＵ指定アドレスが、どのサブ論理
グループに属するものなのかのテーブルを持っている。
このため、ＣＰＵ１から読み出しまたは書込み要求が発
行されてきた場合、アドレステーブル４０により当該デ
ータが、どのサブ論理グループに所属するか、ＭＰ２０
が認識することが可能である。

【０１１８】以上のように本実施例ではサブ論理グルー
プ間においてダミーデータを共有し拡大論理グループを
構成することが可能となる。拡大論理グループにおい
て、どのサブ論理グループがダミーデータを共有するか
はユーザは自由に指定可能である。この時、サブ論理グ
ループ間において、ＣＰＵ１からの読み出しまたは書込
み要求が競合しないような論理グループ１０でダミーデ
ータを共有するようにする方が良い。

【０１１９】なお、各パリティグループごとに予備領域
を持つことは、管理を単純化する効果があるが、用途に
よっては、パリティグループごとに対応させる必要はな
い。

【０１２０】すなわち、各パリティグループ対応の予備
領域でなくて、複数のパリティグループに使用可能な予
備領域を各ドライブに設けておき、新データ、新パリテ
ィを書き込むときに修正前のパリティグループが属する
ドライブ以外の２つのドライブにある２つの予備領域に
新データと新パリティを書き込んでもよい。旧データ、
旧パリティは新たに予備領域とする。この方法によれ
ば、予備領域の絶対量が少なくて済むという効果があ
る。

【０１２１】〔実施例５〕本発明の第５の実施例を図１
７〜図２０により説明する。本実施例では図１７、１８
に示すように、論理グループ１０単位にサブＤＫＣ１１
を設ける。そして、その内部に図１９に示すように、実
施例１、２、３、４において示したキャッシュメモリ７
内のアドレステーブル４０と、ＰＧ３６、サブキャッシ
ュ３２とそれらを制御するマイクロプロセッサＭＰ３
２９を持たせたものである。本実施例におけるデータの
処理手順は実施例１及び２で示したものと同様である。
以下には実施例１、２、３、４で示した処理手順と異な
る部分のみを説明する。

【０１２２】本実施例では図１９に示すように実施例
１、２、３、４で示したキャッシュメモリ７内のアドレ
ステーブル４０を、サブＤＫＣ１１内のデータアドレス
テーブル（ＤＡＴ）３０に格納する。ＤＡＴ３０は格納
されているテーブルの形式や機能は実施例１、２、３、
４のテーブル４０と同様であるが、異なるのはデータを
格納するＳＣＳＩドライブアドレスが論理グループ１０
に属するものに限られている点と、書き込み、読み出し
データは保持しない専用メモリ上に構成されていること
である。このため、以下では図３（ｂ）のテーブル４０
をＤＡＴ３０の代りに適宜引用する。ＡＤＣ２内のＧＡ
Ｔ２３はＣＰＵ１から指示されたＣＰＵ指定アドレスか
ら、そのＣＰＵ指定アドレスが指示する場所がＡＤＵ３
内のどの論理グループ１０かを判定するのみである。

【０１２３】キャッシュメモリ７内には、その特別な領
域に図２０に示すような論理グループテーブル（ＬＧ
Ｔ）６０が格納されている。ＬＧＴ６０は図２０に示す
ようにＣＰＵ１から指定されるＣＰＵ指定ドライブ番号
４１とＣＣＨＨＲ４６に対応して、論理グループアドレ
ス６１が決定できるテーブルとなっている。また、ＬＧ
Ｔ６０にはＣＰＵ指定アドレスに対応するデータがキャ
ッシュメモリ７内に存在する場合、そのデータのキャッ
シュメモリ７内のアドレスをキャッシュアドレス４７に
登録でき、また、キャッシュメモリ７内にデータが存在
する場合オン（１）とし、キャッシュメモリ７内に存在
しない場合オフ（０）とするキャッシュフラグ４８が用
意されている。ユーザは初期設定する際に自分の使用可
能な容量に対する領域を確保するが、その際にＡＤＣ２
のＭＰ１ ２０が、ＬＧＴ６０により論理グループ１０
を割当てる。

【０１２４】この時、ＭＰ２０はＬＧＴ６０にユーザが
確保するために指定したＣＰＵ指定アドレスに対応する
領域を登録する。そこで、実際の読みだし、書き込み処
理においては、ＧＡＴ２３はＬＧＴ６０によりＣＰＵ１
から指定してきたＣＰＵ指定アドレスに対応した論理グ
ループ１０を認識することが可能となる。

【０１２５】読み出し時はＧＡＴ２３がＬＧＣにより論
理グループ１０を確定し、その確定した結果をＭＰ２０
に報告し、ＭＰ２０はこの当該論理グループ１０に対し
読み出し要求を発行するようにＤｒｉｖｅ ＩＦ２８に
指示する。ＭＰ２０から指示を受けたＤｒｉｖｅ ＩＦ
２８は当該論理グループ１０のサブＤＫＣ１１に対し読
み出し要求とＣＰＵ１が指定するＣＰＵ指定アドレスを
発行する。サブＤＫＣ１１ではマイクロプロセッサ（Ｍ
Ｐ）２９がこの読み出し要求のコマンドとＣＰＵ指定ア
ドレスを受け付け、実施例１と同様Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２
８から送られてきたＣＰＵ指定アドレスをＤＡＴ３０を
参照し、当該データが格納されている論理グループ１０
内の物理アドレスに変換し、この物理アドレスから当該
ＳＣＳＩドライブアドレス（ＳＣＳＩドライブ番号とそ
の中のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ）を確定する。このアドレス
の確定後ＭＰ２９は当該ＳＣＳＩドライブ１２に対し、
読み出し要求を発行する。

【０１２６】ＭＰ２９から読み出し要求を発行されたＳ
ＣＳＩドライブ１２ではそのＳＣＳＩ内Ａｄｄｒへシー
ク、回転待ちを行ない、当該データの読み出しが可能に
なり次第、該当データをドライブアダプタ回路（Ｄｒｉ
ｖｅ Ａｄｐ）３４に転送し、Ｄｒｉｖｅ Ａｄｐ３４は
サブキャッシュメモリ３２に格納する。サブキャッシュ
メモリ３２に当該データの格納が完了した後、Ｄｒｉｖ
ｅ Ａｄｐ３４はＭＰ３ ２９に格納報告を行ない、ＭＰ
２９はＤＡＴ３０の当該データの当該論理アドレス４５
内の当該キャッシュフラグ４８をオン（１）とする。後
に当該キャッシュフラグ４８がオン（１）のデータに対
し読み出しまたは書込み要求が発行された場合は、サブ
キャッシュ３２内で処理を行なう。

【０１２７】実施例１と同様にＭＰ２９によるＤＡＴ３
０の更新が終了すると、ＭＰ２９はＡＤＣ２内のＤｒｉ
ｖｅ ＩＦ２８に対しデータ転送可能という応答を行な
い、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８はこの応答を受け取ると、Ｍ
Ｐ２０に対し報告する。ＭＰ２０はこの報告を受け取る
と、キャッシュメモリ７への格納が可能なら、Ｄｒｉｖ
ｅ ＩＦ２８に対しサブＤＫＣ１１からデータを転送す
るように指示する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８ではＭＰ２０
からの指示を受けるとサブＤＫＣ１１のＭＰ２９に対し
読み出し要求を発行する。この読み出し要求を受けたＭ
Ｐ２９はサブキャッシュアダプタ回路（ＳＣＡ）３１に
対しサブキャッシュ３２から当該データを読みだすよう
に指示し、ＳＣＡ３１は実際にデータを読み出してＤｒ
ｉｖｅＩＦ２８にデータを転送する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ
２８がデータを受け取った後は、実施例１、２で示した
処理を行なう。

【０１２８】一方、書込み時は読み出し時と同様に当該
論理グループ１０を確定し、ＭＰ２０はＤｒｉｖｅ Ｉ
Ｆ２８に対し当該論理グループ１０のＭＰ２９に対し書
込み要求を発行するように指示する。当該論理グループ
１０内のＭＰ３ ２９は、書込み要求を受け付け、書込
みデータをサブキャッシュ３２に格納した後は、図５の
フローチャートに従って、実施例１、２、３、４と同様
にサブＤＫＣ１１内で当該ＳＣＳＩドライブ１２群にお
いて回転位置の検出を行なう。ＭＰ３ ２９は回転位置
の検出を行なった後は書込みＳＣＳＩドライブ１２を確
定する。ＭＰ２９により書込みＳＣＳＩドライブ１２を
確定した後は実施例１、２、３、４と同様に処理する。
本実施例では実施例１、２、３、４と同様の効果を実現
することが可能である。

【０１２９】以上述べた各実施例においては、磁気ディ
スク装置を用いたシステムを例に説明したが、本発明は
光ディスク装置を用いた記憶システムのような他の回転
型の記録媒体に用いても同様な効果を発揮することが可
能である。

【０１３０】

【発明の効果】本発明によれば、データの更新時におけ
る回転待ち時間を短縮できるため、書き込み処理を高速
に行え、これにより単位時間当りのＩ／Ｏ処理件数を増
加させることが可能となる。また、ＳＣＳＩドライブに
障害が発生した場合、すぐに正常なＳＣＳＩドライブと
交換する必要が無いため、システムを使用するユーザの
負担が軽くなる。また、アドレス管理が簡単なため、ド
ライブの拡張も容易である。さらに、通常は使用しない
スペアのＳＣＳＩドライブを、回転待ち時間の短縮とい
う、性能向上のために使用でき、ＳＣＳＩドライブ資源
の有効活用が図れる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の実施例の全体構成図。

【図２】第１の実施例のクラスタ内構成図。

【図３】アドレス変換テーブルの説明図。

【図４】更新処理時のデータ移動説明図。

【図５】更新処理フローチャート。

【図６】パリティグループを構成する各データのディス
ク上での位置説明図。

【図７】更新処理タイミングチャート。

【図８】ディスクの回転位置検出方法説明図。

【図９】更新前後におけるパリティグループ内データの
詳細説明図。

【図１０】第１の実施例の変形例になる論理グループの
アドレス構成図。

【図１１】第２の実施例におけるデータ回復処理説明
図。

【図１２】図１１の例の障害回復処理のフローチャー
ト。

【図１３】第３の実施例におけるドライブ拡張例の構成
図。

【図１４】図１３の例における更新処理タイミングチャ
ート。

【図１５】ドライブ拡張時のデータ書き込み処理フロー
チャート。

【図１６】第４の実施例の論理グループの説明図。

【図１７】第５の実施例のシステム構成図。

【図１８】第５の実施例のクラスタ内構成図。

【図１９】第５の実施例のサブＤＫＣ内構成図。

【図２０】第５の実施例の論理グループテーブル説明
図。

【図２１】従来の汎用大型計算機とＲＡＩＤ Ｌｅｖｅ
ｌ５における更新処理説明図。

【図２２】図２１の例におけるドライブ内アドレス説明
図。

【図２３】図２１のＲＡＩＤ５における書き込み処理タ
イミングチャート。

【符号の説明】

１…ＣＰＵ、２…アレイディスクコントローラ（ＡＤ
Ｃ）、３…アレイディスクユニット（ＡＤＵ）、４…外
部インターフェースパス、５…チャネルパスディレク
タ、６…チャネルパス、７…キャッシュメモリ、８…ド
ライブパス、９…アレイディスクユニットパス、１０…
論理グループ、１２…ＳＣＳＩドライブ、１３…クラス
タ、１４…ドライブ側キャッシュアダプタ（Ｃ Ａｄ
ｐ）、１５…インターフェースアダプタ、１６…チャネ
ルパススイッチ、１７…制御信号線、１８…データ線、
１９…パス、２０…マイクロプロセッサ１（ＭＰ１）、
２１…チャネルインターフェース（ＣＨ ＩＦ）回路、
２２…データ制御回路（ＤＣＣ）、２３…グループアド
レス変換回路（ＧＡＴ）、２４…チャネル側キャッシュ
アダプタ（Ｃ Ａｄｐ）、２８…ドライブインターフェ
ース回路（Ｄｒｉｖｅ ＩＦ）、２９…マイクロプロセ
ッサ３（ＭＰ３）、３０…データアドレステーブル４
０、３１…サブキャッシュアダプタ、３４…ドライブア
ダプタ（Ｄｒｉｖｅ Ａｄｐ）、３５…ドライブパス、
３６…パリティ生成回路、４０…アドレス変換用テーブ
ル（アドレステーブル）、４７…キャッシュアドレス、
４８…キャッシュフラグ、４９…無効フラグ、６０…論
理グループテーブル、６１…論理グループアドレス

Claims (34)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】それぞれ複数のデータと、該複数のデータ
   から生成された少なくとも１つの誤り訂正符号を含む複
   数のデータグループを生成し、各データグループを構成
   する複数のデータ及び誤り訂正符号が複数のドライブ内
   に分散されるようにして保持する記憶装置におけるデー
   タの更新方法であって、 いずれかのデータグループを構成する複数のデータの１
   つを新たなデータで書き換えるときに、その一つのデー
   タを新たなデータで更新した後の、該データグループに
   対する新たな誤り訂正符号を新たに生成し、 該新データと該新誤り訂正符号とを、前記記憶装置に含
   まれた各データグループを分散して書き込むに必要なド
   ライブの数より多いドライブの各々に設けられた予備領
   域の内、該更新すべきデータグループに対するデータと
   誤り訂正符号がそれぞれ記憶されているドライブとは異
   なるドライブに、分散して保持することを特徴とする記
   憶装置におけるデータの更新方法。
2. 【請求項２】前記書きかえられるべきデータと、該デー
   タの属するデーグループの旧誤り訂正符号とを保持して
   いたドライブの領域を新たな予備領域として確保するこ
   とを特徴とする請求項１記載の記憶装置におけるデータ
   の更新方法。
3. 【請求項３】それぞれ複数のデータと、該複数のデータ
   から生成された少なくとも１つの誤り訂正符号を含む複
   数のデータグループを生成し、各データグループを構成
   する複数のデータ及び誤り訂正符号が複数のドライブ内
   に分散されるようにして保持する記憶装置におけるデー
   タの更新方法であって、 それぞれのデータグループの書き込み時に、それぞれの
   データグループに対して、該データグループ内の各デー
   タと誤り訂正符号を書き込むドライブと異なるドライブ
   に、少なくとも２個の予備領域を確保し、 いずれかのデータグループに属するデータの一つを新た
   なデータで更新するときに、該データグループに対して
   確保された前記少なくとも二つの予備領域の一つに該新
   たなデータを書き込み、 該新たなデータて更新された後の該データグループに対
   する新たな誤り訂正符号を生成し、 前記新たな誤り訂正符号を前記少なくとも二つの予備領
   域の他の１つに書き込み、 前記書き換え前のデータ及び誤り訂正符号がそれぞれ書
   き込まれていた二つの記憶領域を、上記データグループ
   のための新たな予備領域として保持する、 ことを特徴とする記憶装置におけるデータの更新方法。
4. 【請求項４】前記データグループ内において、前記誤り
   訂正符号を生成する各データは、別々のドライブの同一
   の物理的なアドレスに格納し、前記誤り訂正符号も同様
   に別のドライブの、該誤り訂正符号の生成に関与したデ
   ータと同一の物理的なアドレスに格納し、 前記予備領域は前記データおよび誤り訂正符号と同様
   に、前記データ及び誤り訂正符号が格納されているドラ
   イブとは別のドライブの同一の物理的なアドレスに各々
   格納することを特徴とする請求項１または３記載の記憶
   装置におけるデータの更新方法。
5. 【請求項５】データを格納する複数のドライブ群を有す
   るディスク装置と、外部からのデ−タの入出力要求に対
   応して該ディスク装置のデータ格納を管理する制御装置
   からなるディスクアレイシステムにおけるデータの更新
   方法であって、該格納されているデータから複数のデー
   タを選択してパリティを生成し、該パリティとその生成
   に関与したデータの集合をパリティグループの単位と
   し、各パリティグループのパリティとデータを前記ドラ
   イブ群に格納するものにおいて、 外部から１回に読み出しまたは書き込みする単位で転送
   されてきたデ−タを前記ドライブ群の各格納領域に分散
   して格納し、 該分散して格納されているデータから複数のデータを選
   択してパリティを生成し、該パリティとその生成に関与
   したデータの集合をパリティグループの単位とし、前記
   各パリティグループに複数のダミーデータを付与し、 前記各パリティグループにおける、前記複数のダミーデ
   ータを、前記パリティとその生成に関与するデータとが
   格納されているドライブ群とは別のドライブ群に、各々
   独立して保持することを特徴とするディスクアレイシス
   テムにおけるデータ更新方法。
6. 【請求項６】デ−タを格納する複数のドライブ群を備え
   たディスク装置と、上位装置からのデ−タの入出力要求
   に対応して当該ディスク装置を管理する制御装置からな
   るディスクアレイシステムにおけるデータ更新方法にお
   いて、 上記上位装置から１回に読み出しまたは書込みする単位
   で転送されてきたデ−タを複数のドライブ群に別々に分
   散して格納し、 該別々のドライブに格納されているデータから複数のデ
   ータを選択し、これらの選択されたデータからパリティ
   を生成し、 この生成したパリティと生成に関与したデータの集合を
   パリティグループとし、同一のパリティグループにおい
   ては、パリティもデータと同様に、このパリティを生成
   するのに関与したデータが格納されているのとは別々の
   ドライブに各々格納すると共に、 各パリティグループに対する複数の予備の書込み領域
   を、パリティを生成するデータと、それらのデータによ
   り生成したパリティが格納されているドライブに各々分
   散して保持することを特徴とするディスクアレイシステ
   ムにおけるデータ更新方法。
7. 【請求項７】予備の書き込み領域を１パリティグループ
   に対し少なくとも２個所以上対応させ、この予備の書き
   込み領域において、特定のパリティグループに対応した
   予備の書き込み領域をダミーデータとし、 前記パリティグループにおいてパリティの生成に関与す
   るデータと、それらのデータより生成したパリティとが
   格納されているドライブとは別のドライブに、前記それ
   ぞれのダミーデータを格納することを特徴とする請求項
   ５または６記載のディスクアレイシステムにおけるデー
   タ更新方法。
8. 【請求項８】パリティを生成するデータと生成したパリ
   ティにより構成されるパリティグループと、予備の書き
   込み領域が、それぞれ別のドライブに格納されており、
   これらのドライブの集合を論理グループとし、 該論理グループ内において、パリティを生成する各デー
   タは、別々のドライブの同一の物理的なアドレスに格納
   し、パリティも同様に別のドライブの、パリティの生成
   に関与したデータと同一の物理的なアドレスに格納し、
   ダミーデータはデータおよびパリティと同様に、デー
   タ、パリティが格納されているドライブとは別のドライ
   ブの同一の物理的なアドレスにもつことを特徴とする請
   求項５または６記載のディスクアレイシステムにおける
   データ更新方法。
9. 【請求項９】パリティを生成するデータと生成したパリ
   ティにより構成されるパリティグループと、予備の書き
   込み領域が、それぞれ別のドライブに格納されており、
   これらのドライブの集合を論理グループとし、 前記ディスク装置を制御する制御装置は、上位装置から
   の書込み要求に対し、論理グループ内において、上位装
   置が書き込み先として指定してきたデータのアドレスを
   前記ダミーデータの物理的なアドレスに変換して書き込
   むことを特徴とする請求項５または６記載のディスクア
   レイシステムにおけるデータ更新方法。
10. 【請求項１０】パリティを生成するデータと生成したパ
    リティにより構成されるパリティグループと、予備の書
    き込み領域が、それぞれ別のドライブに格納されてお
    り、これらのドライブの集合を論理グループとし、 前記ディスク装置を制御する制御装置は、上位装置から
    書込み要求が発行された場合、 上位装置が書込み先に指定したアドレスに対応する物理
    的なアドレスに書き込まれている旧データが格納されて
    いるドライブが属する論理グループにおいて、その論理
    グループ内の旧データおよび更新される旧パリティおよ
    びダミーデータが格納されている各ドライブに対して、
    各々の回転位置を検出し、 該検出された回転位置の情報から、回転待ち時間を算出
    し、 該回転位置または回転待ち時間の情報から、ダミーデー
    タの格納されている複数のドライブ群の中で、どのドラ
    イブ内のダミーデータの物理的なアドレスに論理グルー
    プの新たなデータを格納するかを判定することを特徴と
    する請求項５または６記載のディスクアレイシステムに
    おけるデータ更新方法。
11. 【請求項１１】前記ディスク装置がキャッシュメモリを
    備えており、パリティを生成するデータと生成したパリ
    ティにより構成されるパリティグループと予備の書き込
    み領域がそれぞれ別のドライブに格納されており、これ
    らのドライブの集合を論理グループとし、 前記論理グループにおいてダミーデータの格納されてい
    る複数のドライブ群の中から、実際に新データを格納す
    るドライブを判定した後、そのドライブに対し先行して
    書込み要求を発行して新データを書き込み、同時に前記
    キャッシュメモリ内に新データのコピーを残し、 該キャッシュメモリ内の新データのコピーにより、新パ
    リティの作成を行い、該新パリティの作成完了後、この
    新パリティを新データを格納したのとは別のダミーデー
    タの物理的なアドレスに書き込むことを特徴とする請求
    項５または６記載のディスクアレイシステムにおけるデ
    ータ更新方法。
12. 【請求項１２】パリティを生成するデータと生成したパ
    リティにより構成されるパリティグループと、予備の書
    き込み領域が、それぞれ別のドライブに格納されてお
    り、これらのドライブの集合を論理グループとし、 前記論理グループ内のあるドライブに障害が発生したと
    き、該障害が発生したドライブ内のデータまたはパリテ
    ィを回復処理により復元し、この復元したデータまたは
    パリティを予備の書き込み領域に書き込み、 前記障害が発生したドライブを正常なドライブに交換
    し、 前記交換後、この交換した正常なドライブは全てダミー
    データにより構成される予備の書き込み領域により構成
    されているとして論理グループを再構成して処理を再開
    することを特徴とする請求項５または６記載のディスク
    アレイシステムにおけるデータ更新方法。
13. 【請求項１３】パリティを生成するデータと生成したパ
    リティにより構成されるパリティグループと、予備の書
    き込み領域が、それぞれ別のドライブに格納されてお
    り、これらのドライブの集合を論理グループとし、 前記論理グループ内のあるドライブに障害が発生したこ
    とを感知した場合、障害が発生したドライブを正常なド
    ライブに交換し、 前記障害が発生したドライブ内のデータまたはパリティ
    を回復処理により復元し、 この復元したデータまたはパリティと、障害が発生した
    ドライブ内にあったダミーデータを、交換した正常なド
    ライブに書き込んで論理グループを再構成して処理を再
    開することを特徴とする請求項５または６記載のディス
    クアレイシステムにおけるデータ更新方法。
14. 【請求項１４】パリティを生成するデータと生成したパ
    リティにより構成されるパリティグループと、予備の書
    き込み領域が、それぞれ別のドライブに格納されてお
    り、これらのドライブの集合を論理グループとし、 前記論理グループ内のダミーデータの数を、書込み処理
    時間の要求にあわせて変更可能としたことを特徴とする
    請求項５または６記載のディスクアレイシステムにおけ
    るデータ更新方法。
15. 【請求項１５】パリティを生成するデータと生成したパ
    リティにより構成されるパリティグループと、予備の書
    き込み領域が、それぞれ別のドライブに格納されてお
    り、これらのドライブの集合を論理グループとし、 前記論理グループ内のダミーデータの数を、障害発生時
    に対する信頼性の要求にあわせて変更可能としたことを
    特徴とする請求項５または６記載のディスクアレイシス
    テムにおけるデータ更新方法。
16. 【請求項１６】同一パリティグループに対してて、ダミ
    ーデータ数の異なるグループを混在させることを特徴と
    する請求項５または６記載のディスクアレイシステムに
    おけるデータ更新方法。
17. 【請求項１７】前記パリティグループにおけるデータと
    パリティとダミーデータの構成を、テーブルにより管理
    することを特徴とする請求項５または６記載のディスク
    アレイシステムにおけるデータ更新方法。
18. 【請求項１８】複数パリティグループ間で、予備領域を
    共有することを特徴とする請求項５記載の記憶装置にお
    けるデータ更新方法。
19. 【請求項１９】パリティを作成するデータの集合と作成
    されたパリティにより構成されるパリティグループと、
    ダミーデータでサブ論理グループを構成し、各論理グル
    ープをこのサブ論理グループにより構成し、 前記複数の論理グループ間でダミーデータを共有する場
    合、サブ論理グループのデータとパリティとダミーデー
    タの割り当て方を変えることにより実現することを特徴
    とする請求項５または６記載のディスクアレイシステム
    におけるデータ更新方法。
20. 【請求項２０】前記サブ論理グループを構成するデータ
    とパリティとダミーデータの割り当てを、テーブルによ
    り管理することを特徴とする請求項１９記載のディスク
    アレイシステムにおけるデータ更新方法。
21. 【請求項２１】前記サブ論理グループを構成するデータ
    とパリティとダミーデータの割り当てを、ユーザが自由
    に設定することを可能とすることを特徴とする請求項１
    ９記載のディスクアレイシステムにおけるデータ更新方
    法。
22. 【請求項２２】前記サブ論理グループを構成するデータ
    とパリティとダミーデータの割り当てを、上位装置から
    の読み出し要求または書込み要求が、競合しないような
    論理グループにおいて構成することを特徴とする請求項
    １９記載のディスクアレイシステムにおけるデータ更新
    方法。
23. 【請求項２３】書き込むべき複数のデータから少なくと
    も１つの誤り訂正符号を含む１つのデタループを生成
    し、該データグループを構成する複数のデータ及び誤り
    訂正符号を複数のドライブ群内に格納する制御装置を有
    する記憶装置であって、該制御装置が、 前記データグループを構成する複数のデータの１つを新
    たなデータに書き換える更新要求に応答して、該更新デ
    ータと新たな誤り訂正符号とを含む１つのデータグルー
    プを新たに生成する手段と、 前記データグループの更新データと誤り訂正符号とを、
    前記書き換え前のデータおよび誤り訂正符号が格納され
    ていたドライブとは異なるドライブにそれぞれ格納する
    手段とを備えたことを特徴とする記憶装置。
24. 【請求項２４】書き込むべき複数のデータから少なくと
    も１つの誤り訂正符号を含む１つのデータグループを生
    成し、該データグループを構成する複数のデータ及び誤
    り訂正符号を複数のドライブ群内に格納する制御装置を
    有する記憶装置であって、該制御装置が、 データの書き込み要求に応答して、前記データグループ
    に対して、該データグループ内の各データと誤り訂正符
    号及び少なくとも２個の予備領域からなる複数の記憶領
    域を前記記憶装置の互いに異なるドライブ内に各々確保
    する手段と、 前記確保された複数の記憶領域に前記データグループ内
    の各データと誤り訂正符号を各々書き込み、残りの少な
    くとも二つの記憶領域を前記予備領域として保持する手
    段と、 記憶された前記データの一つを新たなデータで更新する
    要求に応答して、前記少なくとも二つの予備領域の一つ
    に該新たなデータを書き込む手段と、 前記新たなデータに更新された後の複数のデータに対す
    る新たな誤り訂正符号を含む新たなデータグループを生
    成する手段と、 前記新たな誤り訂正符号を前記少なくとも二つの予備領
    域の他の１つに書き込み、前記複数の記憶領域のうち、
    書き換えられた前記複数のデータ及び誤り訂正符号が書
    き込まれていた少なくとも二つの記憶領域を上記更新さ
    れたデータグループのための新たな予備領域として保持
    する手段、 とを備えたことを特徴とする記憶装置。
25. 【請求項２５】データを格納する複数のドライブ群を有
    するディスク装置と、外部からのデ−タの入出力要求に
    対応して該ディスク装置のデータ格納を管理する制御装
    置からなり、該制御装置が、前記格納されているデータ
    から複数のデータを選択してパリティを生成し、該パリ
    ティとその生成に関与したデータの集合をパリティグル
    ープの単位とし、各パリティグループのパリティとデー
    タを前記ドライブ群に格納するディスクアレイシステム
    において、 前記制御装置が、 外部から１回に読み出しまたは書き込みする単位で転送
    されてきたデ−タを前記ドライブ群の各格納領域に分散
    して格納する手段と、 該分散して格納されているデータから複数のデータを選
    択してパリティを生成し、該パリティとその生成に関与
    したデータの集合をパリティグループの単位とし、前記
    各パリティグループに複数のダミーデータを付与する手
    段と、 前記各パリティグループにおける、前記複数のダミーデ
    ータを、前記パリティとその生成に関与するデータとが
    格納されているドライブ群とは別のドライブ群に、各々
    独立して格納する手段とを備えたことを特徴とするディ
    スクアレイシステム。
26. 【請求項２６】デ−タを格納する複数のドライブ群を備
    えたディスク装置と、上位装置からのデ−タの入出力要
    求に対応して当該ディスク装置を管理する制御装置から
    なるディスクアレイシステムにおいて、前記制御装置
    が、 上記上位装置から１回に読み出しまたは書込みする単位
    で転送されてきたデ−タを複数のドライブ群に別々に分
    散して格納する手段と、 該別々のドライブに格納されているデータから複数のデ
    ータを選択し、これらの選択されたデータからパリティ
    を生成するパリティ生成回路と、 この生成したパリティと生成に関与したデータの集合を
    パリティグループとし、同一のパリティグループにおい
    ては、パリティもデータと同様に、このパリティを生成
    するのに関与したデータが格納されているのとは別々の
    ドライブに各々格納すると共に、各パリティグループに
    対する複数の予備の書込み領域を、パリティを生成する
    データと、それらのデータにより生成したパリティが格
    納されているドライブに各々分散して確保する手段とを
    備えたことを特徴とするディスクアレイシステム。
27. 【請求項２７】前記制御装置は、上位装置からの書込み
    要求に対し、パリティグループ内において、上位装置が
    書き込み先として指定してきたデータのアドレスを前記
    ダミーデータの物理的なアドレスに変換して書き込むア
    ドレス変換用のテーブルを備えていることを特徴とする
    請求項２５または２６記載のディスクアレイシステム。
28. 【請求項２８】前記制御装置は、上位装置から書込み要
    求が発行された場合、上位装置が書込み先に指定したア
    ドレスに対応する物理的なアドレスに書き込まれている
    当該旧データが格納されているドライブが属する論理グ
    ループにおいて、その論理グループ内の当該旧データお
    よび更新される当該旧パリティ及びダミーデータが格納
    されている各当該ドライブに対して、各々の回転位置を
    検出する回転位置検出回路と、 該検出された回転位置の情報から、回転待ち時間を算出
    する手段と、 該回転位置または回転待ち時間の情報から、ダミーデー
    タの格納されている複数のドライブ群の中で、どのドラ
    イブ内のダミーデータの物理的なアドレスに論理グルー
    プの新たなデータを格納するかを判定する手段とを備え
    ていることを特徴とする請求項２５または２６記載のデ
    ィスクアレイシステム。
29. 【請求項２９】前記制御装置は、上位装置から書込み要
    求が発行された場合、パリティグループにおいて当該旧
    データと当該旧パリティの格納されているドライブ群の
    中で、回転待ち時間の大きい方のドライブを基準にし、
    その、基準のドライブから当該旧データまたは当該旧パ
    リティを読み出して、更新する新しいパリティを作成す
    ると共に、ダミーデータの格納されている複数のドライ
    ブ群の中で、一番早くその新パリティを書き込めるドラ
    イブを判定する手段とを備えていることを特徴とする請
    求項２５または２６記載のディスクアレイシステム。
30. 【請求項３０】前記制御装置は、前記パリティグループ
    のドライブが属する論理グループ内のあるドライブに障
    害が発生したとき、該障害が発生したドライブ内のデー
    タまたはパリティを回復処理により復元する手段と、 該復元データまたはパリティを前記予備の書き込み領域
    に書き込む手段と、 前記障害が発生したドライブを正常なドライブに交換
    し、該交換した正常なドライブ群は全てダミーデータに
    より構成される予備の書き込み領域により構成されてい
    るとして論理グループを再構成して処理を再開する手段
    とを備えていることを特徴とする請求項２５または２６
    記載のディスクアレイシステム。
31. 【請求項３１】前記制御装置は、前記パリティグループ
    のドライブが属する論理グループ内において、データと
    パリティとダミーデータの構成を管理するテーブルを備
    えていることを特徴とする請求項２５または２６記載の
    ディスクアレイシステム。
32. 【請求項３２】前記制御装置は、サブ論理グループを構
    成するデータとパリティとダミーデータの割り当てを管
    理するテーブルを備えていることを特徴とする請求項３
    １記載のディスクアレイシステム。
33. 【請求項３３】前記制御装置は、前記パリティグループ
    のドライブが属する論理グループ内のあるドライブに障
    害が発生した場合、正常な残りのドライブ内のデータと
    パリティから、障害が発生したドライブ内のデータまた
    はパリティを回復処理により復元すると共に、この復元
    したデータまたはパリティを予備の書き込み領域に書き
    込む制御を行うプロセッサ持つことを特徴とする請求項
    ２５または２６記載のディスクアレイシステム。
34. 【請求項３４】前記制御装置は、前記パリティグループ
    のドライブが属する論理グループ単位に、その内部にア
    ドレス変換用のテーブルと、回転位置検出回路と、パリ
    ティ生成回路と、キャッシュメモリと、それらを制御す
    るマイクロプロセッサを持つことを特徴とする請求項２
    ５または２６記載のディスクアレイシステム。