JP3234211B2 - ディスクアレイシステム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はコンピュ−タシステムに
係り、特に高性能な入出力動作を可能とするディスクア
レイシステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】現在のコンピュータシステムにおいて
は、ＣＰＵ等の上位側が必要とするデ−タは２次記憶装
置に格納され、ＣＰＵが必要とする時に応じ２次記憶装
置に対してデ−タの書込み、読み出しを行っている。こ
の２次記憶装置としては一般に不揮発な記憶媒体が使用
され、代表的なものとして磁気ディスク装置（以下ドラ
イブとする）、光ディスクなどがあげられる。

【０００３】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。

【０００４】「D.Patterson,G.Gibson,and R.H.Kartz;A
Case for Redundant Arrays of Inexpensive Disks(RA
ID),in ACM SIGMOD Conference,Chicago,IL,(June198
8)」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。現在この論文に
書かれている方式が最も一般的なディスクアレイと考え
られている。

【０００５】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、パリティを用意する必要がある。

【０００６】このパリティにより、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。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。

【０００７】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）が予め指定したアドレスに固定され、ＣＰＵから当
該データの読み出し、または書込みをする場合、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。こ
の分散して格納するディスクアレイ（レベル５）では、
ストレ−ジテクノロジコーポレーション（以下ＳＴＫと
する）から製品発表がされている。米国特許ＷＯ ９１
／２００７６では、レベル５の基本アーキテクチャにお
いて、動的に変更可能なアドレスのテーブルを用意する
ことにより、データ圧縮を行いデータの書込み処理にお
いて、トラック単位で書込み先のアドレスを動的に変換
する方法について開示されている。

【０００８】また、特開平４−２３０５１２にはレベル
５において、書き込み時に書き込むデータと、この書き
込みにより更新したパリティを、それぞれ別の場所に書
き込む方法について開示されている。さらに、ＩＢＭ社
のディスクアレイ（９３３７）では、レベル５において
ＷＡＤ（ライト アシスト デバイス）を設けることが
発表されている。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】現在の汎用大型計算機
システム等では、ドライブにより構成される２次記憶装
置内で、ＣＰＵから転送されてくるデータは、個々のデ
ータの格納場所（アドレス）が予め指定したアドレスに
固定され、ＣＰＵから当該データを読み出し、または書
込む場合は、この固定されたアドレスへアクセスするこ
とになる。これは、ディスクアレイにおいても同じであ
る。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）では、このようにアドレスを固定しても影
響は無いが、データを分散して、独立に扱うディスクア
レイ（レベル５）では、アドレスを固定した場合、書込
み時に大きな処理オーバヘッドが必要になる。以下、そ
れについて説明する。

【００１０】図１１は前記公知例で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／書込み処理される単位で、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。

【００１１】このようなディスクアレイにおいて、例え
ば、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）のパリティとを読み出し（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（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（３）。

【００１２】図１２に示すように、このようなレベル５
のディスクアレイでは、データの格納されているドライ
ブと、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、それから読み出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。このような書込み時のオーバヘッドを削減す
るため、書込み先のアドレスを動的に変換する方法が考
えられ、ＷＯ ９１／２００７６に開示されている。

【００１３】また、前記特開平４−２３０５１２におい
ても、書き込み時において書き込みデータをそのまま、
書き込みデータが書き込まれるアドレスではなく、別の
アドレスに書き込むことにより、書き込みオーバヘッド
を削減する方法について開示されている。ＣＰＵ側から
書き込むデータが送られてくると、直ぐにパリティの更
新を行ない、更新後のパリティを書き込む。このよう
に、レベル５のディスクアレイでは、読み出しと比較し
て、書き込み時ではパリティ生成とこの生成したパリテ
ィを書き込む処理のオーバヘッドが非常に大きいため、
ＣＰＵからの読み出し、書き込み要求が多いときには、
この処理オーバヘッドが性能低下の大きな原因となる。

【００１４】本発明の目的は、レベル５のディスクアレ
イ装置において、書き込み時における処理のオーバヘッ
ドを減少させて、ディスクアレイ装置の性能向上を図る
ことにある。

【００１５】本発明の他の目的は、障害ドライブ内のデ
ータ復元用スペアドライブを装置の性能向上に利用する
ことによってドライブ資源の有効活用を図ることにあ
る。

【００１６】

【課題を解決するための手段】本発明では、パリティグ
ループを構成するドライブと二重化領域（スペース領
域）のドライブにより論理グループを構成し、このスペ
ース領域を有効に活用することにより、高信頼性を保ち
ながら、しかも、書き込み時のパリティ更新の開始時間
を遅らせ、後のＣＰＵからの読みだしまたは書き込み要
求が少ないときにパリティ生成を行う。

【００１７】具体的には、書き込み時に、論理グループ
１０を構成するＳＣＳＩドライブ１２の中で、書き込む
データ（新データ）をとりあえずスペース領域に二重化
して格納する。ＣＰＵ１に対してはこの時点で書き込み
処理を完了したと報告する。

【００１８】また、パリティの作成および当該ＳＣＳＩ
ドライブ１２へのパリティの書き込みは、新データのＳ
ＣＳＩドライブへの書き込みとは独立のタイミングで処
理する。具体的には、ＡＤＣ２のＭＰ１ ２０が当該論
理グループ１０に対するＣＰＵ１からの読み出し／書き
込み要求をカウントし、予めユーザまたはシステム管理
者が設定した数より少ない場合で、しかも当該ＳＣＳＩ
ドライブ１２に対し読み出し、または書き込み要求が発
行されていないときにパリティの作成を行い、パリティ
の作成完了後、当該ＳＣＳＩドライブ１２に対しパリテ
ィを書き込む。

【００１９】パリティの書き込みの他の方法として、一
定時間毎の割込み処理で行なってもよい。一日の中でＣ
ＰＵからの読み出し、または書き込み要求数の少ない時
間帯あるいは一月の中で少ない日を予測し、スケジュー
ル化しておけばよい。

【００２０】パリティの作成およびそのパリティの当該
ＳＣＳＩドライブ１２へのパリティの書き込みが完了す
る前に、当該論理グループ１０において任意の１台のＳ
ＣＳＩドライブに対し障害が発生し、その内部のデータ
が読み出せなくなった場合は、二重化データ以外のデー
タが格納されているＳＣＳＩドライブ１２に対しては、
前のパリティと、残っているデータから障害が発生した
ＳＣＳＩドライブ１２内のデータを回復することが可能
で、二重化されている新しいデータにおいては、障害が
発生していない方のＳＣＳＩドライブ１２内の新データ
により回復することが可能である。

【００２１】

【作用】本発明では、上記のように、データの書き込み
とパリティの作成およびＳＣＳＩドライブ１２への書き
込みとを独立させることにより、ユーザ（ＣＰＵ）から
は書き込み時のパリティ作成によるオーバヘッドはなく
なる。これは、ＣＰＵからの読み出しまたは書き込み要
求数には時間的変動があるため、読み出しまたは書き込
み要求数が多いときには、書き込み処理におけるパリテ
ィの更新をその都度行わず、データの書き込みが完了し
た時点でＣＰＵには終了を報告し、比較的読み出しまた
は書き込み要求の数が少ないときまでパリティの更新を
遅らせる。このパリティの更新は、ＣＰＵ側の関知はな
く、ディスクアレイコントローラ２が独自に行う。

【００２２】このため、ＣＰＵ側から見たとき、従来の
ディスクアレイ（ＲＡＩＤ方式）では、図１２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を必
要としたのが、本発明によれば、平均０．５回転の回転
待ち時間で済む。また、信頼性の面から見ても、従来の
ディスクアレイ（ＲＡＩＤ方式）と比較し、同等に向上
させることが可能となる。

【００２３】

【実施例】〈実施例１〉以下、本発明の一実施例を図１
〜図５及び図１３により説明する。図１において、本実
施例は、ＣＰＵ１、ディスクアレイコントローラ（以下
ＡＤＣ）２、ディスクアレイユニット（以下ＡＤＵ）３
により構成される。ＡＤＵ３は、複数の論理グループ１
０により構成され、個々の論理グループ１０は、ｍ台の
ＳＣＳＩドライブ１２と、各々のＳＣＳＩドライブ１２
とＡＤＣ２を接続するドライブパス９−１から９−４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。この論理
グループ１０は障害回復単位で、この論理グループ１０
内の各ＳＣＳＩドライブ１２内の各データによりパリテ
ィを作成する。本実施例では、ｍ−１台の個々のＳＣＳ
Ｉドライブ１２内のデータから各々のパリティが作成さ
れる。

【００２４】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。このキャッシュメモリ７に
は、データとアドレス変換用テーブルが格納されてい
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１３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。クラス
タ１３は、チャネル、キャッシュメモリ７間のパスであ
るチャネルパス６と、キャッシュメモリ７、ＳＣＳＩド
ライブ１２間のパスであるドライブパス８−１から８−
４が、それぞれ、２個ずつで構成されている。それぞれ
のチャネルパス６−１から６−４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。ＣＰＵ１
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。ＡＤＣ２は、２個のクラスタ１３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。そこで、Ｃ
ＰＵ１からコマンドが発行された場合、ＡＤＣ２内のチ
ャネルパスディレクタ５により、コマンドの受付が可能
かどうか判断する。

【００２５】図２は、図１のチャネルパスディレクタ５
と、１クラスタ１３−１内の内部構造を示した図であ
る。図２に示すように、ＣＰＵ１からＡＤＣ２に送られ
てきたコマンドは、インターフェースアダプタ（以下Ｉ
Ｆ Ａｄｐ）１５により取り込まれ、マイクロプロセッ
サであるＭＰ１ ２０は、クラスタ内の外部インターフ
ェースパス４の中で使用可能なパスがあるかを調べ、使
用可能な外部インターフェースパス４がある場合は、Ｍ
Ｐ１ ２０は、チャネルパススイッチ１６を切り換えて
コマンドの受付け処理を行ない、受け付けられない場合
は、受付不可の応答をＣＰＵ１へ送る。

【００２６】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
１２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。

【００２７】ＣＰＵ１から指定されるアドレスは、図１
２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
イブの番号（ＣＰＵ指定ドライブ番号）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。

【００２８】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（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。
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、ＡＤ
Ｃ２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、ＣＰＵ１にみせ
かける。このため、 ＭＰ１ ２０は、ＣＰＵ１から指
定してきたアドレス（ＣＣＨＨＲ）をＳＣＳＩドライブ
のアドレスに変換する。このアドレス変換には、以下に
示すようなアドレス変換用のテーブル４０（以下アドレ
ステーブルとする）が使用される。

【００２９】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、図３に示すようなアドレステー
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が単
体と認識しているドライブが、実際は複数のＳＣＳＩド
ライブ１２により構成されるため、論理的なドライブと
して定義される。このため、ＡＤＣ２のＭＰ１ ２０
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、ＳＣＳＩドライ
ブ１２に対するＳＣＳＩドライブアドレス４２（ＳＣＳ
Ｉドライブ番号４３とそのＳＣＳＩドライブ内のアドレ
ス（以下ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒとする）４４）に変換す
る。

【００３０】アドレステーブル４０は、ＣＰＵ１が指定
するＣＰＵ指定ドライブ番号４１と、ＳＣＳＩドライブ
アドレス４２により構成される。ＳＣＳＩドライブアド
レス４２は、ＳＣＳＩドライブ１２のアドレスであるＳ
ＣＳＩドライブ番号４３と、そのＳＣＳＩドライブ内の
実際にデータが格納されているアドレスであるＳＣＳＩ
内Ａｄｄｒ４４と、論理グループ１０内において、その
ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４により決定されるパリティグル
ープにおける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５０）と、二重化領域
（スペース領域）が格納されているＳＣＳＩドライブ番
号（スペースドライブ番号５１）により構成されてい
る。このアドレステーブル４０では、論理アドレス４５
により、ＳＣＳＩドライブ番号４３とＳＣＳＩ内Ａｄｄ
ｒ４４を決定する。アドレステーブル４０のＳＣＳＩド
ライブアドレス４２に登録されているＳＣＳＩドライブ
番号４３のＳＣＳＩドライブ１２により論理グループ１
０は構成される。

【００３１】この論理グループ１０内の同一ＳＣＳＩ内
Ａｄｄｒ４４において、パリティが格納されているＳＣ
ＳＩドライブ番号４３をパリティドライブ番号５０に登
録し、スペース領域が確保されているＳＣＳＩドライブ
番号４３をスペースドライブ番号５１に登録する。スペ
ースドライブ番号５１は、スペース領域が確保されてい
るＳＣＳＩドライブ番号の他に、ＳＤフラグ５３により
構成される。ＳＤフラグ５３は、スペース領域に格納さ
れているデータが有効で、書き込み処理においてスペー
ス領域として使用できない場合はオン（１）となり、無
効で、スペース領域として使用可能な場合はオフ（０）
となる。この論理グループ１０は、データとこのデータ
と関連するパリティにより構成されるパリティグループ
と、スペース領域により構成される。

【００３２】論理アドレス４５には、ＣＰＵ１から指定
されるアドレスであるＣＰＵ指定ドライブ番号４１と、
ＣＣＨＨＲの中でＣＣＨＨＲ４６が登録されており、そ
れ以外に、この論理アドレス４５のデータがキャッシュ
メモリ７内に存在する場合の、そのデータのキャッシュ
メモリ７内のアドレスを格納するキャッシュアドレス４
７と、キャッシュメモリ７内にその論理アドレス４５の
データを保持している場合にオン（１）が登録されるキ
ャッシュフラグ４８と、その論理アドレス４５にはスペ
ース領域が確保されている場合にオン（１）となる無効
フラグ４９と、キャッシュメモリ７内の書き込みデータ
がドライブに書き込まれている場合にオン（１）となる
ドライブフラグ５２により構成される。

【００３３】以上のように、アドレステーブル４０によ
りＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＣＣＨＨＲ４６を論理
アドレス４５に変換し、そのデータが実際に格納されて
いるＳＣＳＩドライブ番号４３とＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４
４を決定する。

【００３４】例えば、図３において、ＣＰＵ１から、Ｃ
ＰＵ指定ドライブ番号４１としてＤｒｉｖｅ＃１、ＣＣ
ＨＨＲ４６がＡＤＲ８のデータに対して要求を発行して
きた場合、アドレステーブル４０において、ＣＰＵ指定
ドライブ番号４１がＤｒｉｖｅ＃１の領域の各論理アド
レス４５内のＣＣＨＨＲ４６を調べ、ＣＣＨＨＲ４６が
ＡＤＲ８の論理アドレス４５を探す。図３においては、
論理アドレス４５として、Ｄａｔａ＃２３（Ｄ＃２３）
でＣＣＨＨＲ４６がＡＤＲ８となっており、Ｄａｔａ＃
２３（Ｄ＃２３）が当該論理アドレス４５である。

【００３５】このＤａｔａ＃２３（Ｄ＃２３）は、アド
レステーブル４０から、ＳＤ＃２のＳＣＳＩインターフ
ェースのＳＣＳＩドライブ１２内のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ
４４として、ＤＡＤＲ８に該当することが分かり、物理
的なアドレスへ変換される。また、このＤａｔａ＃２３
（Ｄ＃２３）に対応するパリティは、パリティドライブ
番号５０から、Ｄａｔａ＃２３（Ｄ＃２３）と同一のＳ
ＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４のＤＡＤＲ８のＳＤ＃４のＳＣＳ
Ｉドライブ１２に格納されており、スペアドライブ番号
５１から、ＳＤフラグ５３がオン（１）のためＳＤ＃
４、５のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４がＤＡＤＲ８に二重化
して格納されているデータは有効で、この領域は二重化
領域（スペア領域）として使用することは禁止されてい
る。

【００３６】このように、ＣＰＵ１から指定されたアド
レスを論理アドレス４５に変換し、実際に読み出し／書
き込みを行うＳＣＳＩドライブ１２の物理的なアドレス
に変換した後、ＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２のＤａ
ｔａ＃２３（Ｄ＃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（Ｄ＃２３）の論理アドレス４５
ではキャッシュフラグ４８がオン（１）のため、このデ
ータはキャッシュメモリ７内のＣＡＤＲ２、１に存在す
る。もし、キャッシュフラグ４８がオフ（０）であれ
ば、ＣＡＤＲ２、４のキャッシュメモリ７内には、当該
データは存在しない。また、このデータは無効フラグ４
９がオフ（０）のため、このデータは有効となる。さら
に、ドライブフラグ５２がオン（１）のため、このデー
タはキャッシュメモリ７からドライブに既に書き込まれ
ている。

【００３７】この、アドレステーブル４０は、システム
の電源をオンした時に、ＭＰ１ ２０により、論理グル
ープ１０内のある特定のＳＣＳＩドライブ１２からキャ
ッシュメモリ７に、ＣＰＵ１は関知せずに自動的に読み
込まれる。一方、電源をオフする時は、ＭＰ１ ２０に
より、キャッシュメモリ７内のアドレステーブル４０
を、読み込んできたＳＣＳＩドライブ１２内の所定の場
所に、ＣＰＵ１は関知せずに自動的に格納する。

【００３８】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ＡＤ
Ｃ２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。まず、読み出し要求の場合
の処理方法を以下に示す。

【００３９】ＭＰ１ ２０が読み出し要求のコマンドを
認識すると、ＭＰ１ ２０は、ＣＰＵ１から送られてき
たＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＣＣＨＨＲ４６（以下
両方を併せてＣＰＵ指定アドレスとする）についてアド
レステーブル４０を参照し、当該データの論理アドレス
４５への変換を行ない、論理アドレス４５に登録されて
いるキャッシュメモリ７内に存在するかどうかキャッシ
ュフラグ４８を調べ、判定する。

【００４０】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、ＭＰ１ ２０が、キャッシュメモリ７から当該デー
タを読み出す制御を開始し、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からそ
の内部の当該データを読み出す制御を開始する。

【００４１】キャッシュヒット時、ＭＰ１ ２０は、ア
ドレステーブル４０により、ＣＰＵ１が指定してきたＣ
ＰＵ指定アドレスから論理アドレス４５に変換し、論理
アドレス４５内のキャッシュアドレス４７によりキャッ
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、ＭＰ１２
０の指示の元で、キャッシュアダプタ回路（Ｃ Ａｄ
ｐ）２４によりキャッシュメモリ７から当該データは読
み出される。

【００４２】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ＭＰ１ ２０の指
示で行う回路であり、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て排他制御を行う
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）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。具体的に
は、ＣＰＵ１、ＡＤＣ２間のチャネルインターフェース
を光のインターフェースにした場合、光のインターフェ
ースのプロトコルをＡＤＣ２内では電気処理でのプロト
コルに変換する。ＣＨ ＩＦ２１におけるプロトコル変
換および速度調整後は、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 Ａｄｐ１５によりＣＰＵ１へ
データ転送を行なう。

【００４３】一方、キャッシュミス時は、キャッシュヒ
ット時と同様に、アドレステーブル４０によりＣＰＵ指
定アドレスを論理アドレス４５に変換し、論理アドレス
４５から、当該ＳＣＳＩドライブ番号とそのＳＣＳＩド
ライブ内の実際にデータが格納されているＳＣＳＩ内Ａ
ｄｄｒ４４を認識し、そのアドレスに対し、ＭＰ１２０
は、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８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９−１ま
たは９−２を介して発行する。Ｄｒｉｖｅ 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ＳＣＳ
Ｉ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。

【００４４】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）１
４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ＭＰ１ ２０に報告し、ＭＰ１ ２０
は、この報告を元に、アドレステーブル４０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
論理アドレス４５のキャッシュフラグ４８をオン（１）
にし、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のキ
ャッシュフラグ４８をオン（１）にし、キャッシュメモ
リ７内のアドレスを更新した後は、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。

【００４５】一方、書き込み時は、以下のように処理さ
れる。書き込み処理は、ユーザが書き込み先のアドレス
（ＣＰＵ指定アドレス）を指定し、その位置にユーザは
データを書き込んでいると認識する。つまり、ユーザ
は、固定の位置にアドレスを指定していると認識してい
る。

【００４６】ＣＰＵ１から、指定アドレス、すなわち、
図３に示すアドレステーブル４０においてＣＰＵ指定ド
ライブ番号４１がドライブ＃１で、ＣＣＨＨＲ４６がＡ
ＤＲ８に対して、書き込み命令が発行されたとする。ま
ず、ＡＤＣ２のＭＰ１ ２０は、ＣＰＵ１から、ドライ
ブ＃１のＣＣＨＨＲ４６がＡＤＲ８に対する書込み要求
のコマンドを受け取った後、コマンドを受け取ったＭＰ
１ ２０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ＣＰＵ１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へデータ
を転送する。この時、ＡＤＣ２では、ＭＰ１ ２０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、当該外部インターフェースパス
４とＩＦ Ａｄｐ１５を当該チャネルパス６と接続し、
ＣＰＵ１とＡＤＣ２間の接続を確立する。

【００４７】ＣＰＵ１とＡＤＣ２間の接続を確立後、Ｃ
ＰＵ１からのデータ転送を受け付ける。ＣＰＵ１から転
送されてきた書き込みデータ（以下新データとする）
は、ＭＰ１ ２０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 Ａｄｐ２
４によりキャッシュメモリ７内に格納される。

【００４８】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、データが転送されてくる
前に必ずＣＰＵ指定アドレスがＣＰＵ１より転送されて
いるため、読み出しと同様に、アドレステーブル４０に
よりアドレス変換を行い、論理アドレス４５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論理アドレス４５のキャッシ
ュアドレス４７に登録する。この時、書き込みデータを
キャッシュメモリ７内に保持するときは、論理アドレス
４５のキャッシュフラグ４８をオン（１）とし、保持し
ない場合は、キャッシュフラグ４８をオフ（０）とす
る。

【００４９】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。

【００５０】キャッシュメモリ７に格納された新データ
は、この新データにより新しくパリティを更新し（以
下、更新されたパリティを新パリティとする）、以下の
ように、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を格納する。

【００５１】図３に示すように、スペース領域及びパリ
ティはデータと同じ様に扱われ、論理グループ１０内の
各ＳＣＳＩドライブ１２に分散して格納されている。論
理グループ１０を構成する各ＳＣＳＩドライブ１２内の
データについては、行方向（同一ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４
４）にパリティグループが構成され、このパリティグル
ープ内のデータにおいてパリティが作成される。つま
り、パリティグループは、データとパリティにより構成
され、論理グループ１０は、パリティグループとスペー
ス領域で構成される。

【００５２】図３において具体的な例を示す。ＳＣＳＩ
内Ａｄｄｒ４４がＤＡＤＲ１については、ＳＤ＃１のＳ
ＣＳＩドライブ１２に格納されているＤａｔａ＃１（Ｄ
＃１）と、ＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２に格納され
ているＤａｔａ＃２（Ｄ＃２）と、ＳＤ＃３のＳＣＳＩ
ドライブ１２に格納されているＤａｔａ＃３（Ｄ＃３）
によりパリティが作成される。このパリティが、ＳＤ＃
６のＳＣＳＩドライブ１２に格納され、これらがパリテ
ィグループを構成する。また、論理グループ１０は、Ｓ
Ｄ＃４のＳＣＳＩドライブ１２に確保されているスペー
ス領域（Ｓ）と、ＳＤ＃５のＳＣＳＩドライブ１２に確
保されているスペース領域（Ｓ）と、上記パリティグル
ープにより構成される。

【００５３】ＭＰ１ ２０は、アドレステーブル４０を
参照し、データ、スペース領域、パリティが格納されて
いるＳＣＳＩドライブ１２を認識する。具体的には、ア
ドレステーブル４０においてＣＰＵ指定アドレスが指定
したＣＰＵ指定ドライブ番号４１に対応する領域におい
て、ＣＰＵ指定アドレスで指定したＣＣＨＨＲ４６と一
致しているＳＣＳＩドライブアドレス４２に登録されて
いる論理アドレス４５をＭＰ１ ２０は探す。ＭＰ１
２０は、ＣＰＵ指定アドレスから論理アドレス４５への
変換後、論理アドレス４５から、その論理アドレス４５
が格納されているＳＣＳＩドライブ番号４３と、そのＳ
ＣＳＩドライブ１２内の物理的なアドレスであるＳＣＳ
Ｉ内Ａｄｄｒ４４に変換する。

【００５４】パリティは、論理グループ１０を構成する
各ＳＣＳＩドライブ１２において、各ＳＣＳＩ内Ａｄｄ
ｒ４４が同一のデータに対し作成され、そのパリティも
データと同一のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４に格納される。
このため、アドレステーブル４０のパリティドライブ番
号５０とスペースドライブ番号５１において、パリティ
およびスペース領域は、それぞれが格納されているＳＣ
ＳＩドライブ番号４３のみが登録されている。そこで、
ＭＰ１ ２０では、アドレステーブル４０により、パリ
ティドライブ番号５０とスペースドライブ番号５１を決
定することが可能となる。つまり、パリティドライブ番
号５０とスペースドライブ番号５１を決定することによ
り、パリティおよびスペース領域は、データと同一のＳ
ＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４に格納されていることから、それ
らのアドレスを決定することになる。このように、デー
タ、スペース領域、パリティが格納されているＳＣＳＩ
ドライブ１２を認識した後は、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８に
対し、各々の当該ＳＣＳＩドライブ１２に対し書き込み
処理を行なうように指示する。

【００５５】本発明における書き込み処理とは、論理グ
ループ１０において、新データをキャッシュメモリ７か
ら実際にＳＣＳＩドライブ１２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さなけれ
ばならないため、この新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）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、書き込み後の新パリティを実際にＳＣ
ＳＩドライブ１２に書き込む一連の処理をいう。この新
データをキャッシュメモリ７に格納した後の一連の書き
込み処理のフローチャートを図５に示す。

【００５６】図４に示すように、ＣＰＵ１からＳＤ＃１
のＳＣＳＩドライブ１２のＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）の論
理アドレスに対し、ＮＤ＃１のデータの書き込み要求が
発行された場合、先に示したように、ＣＰＵ１からキャ
ッシュメモリ７に新データは一旦格納される。新データ
のキャッシュメモリ７への格納後、書き込み処理は次の
手順で行っていく。キャッシュメモリ７に新データ（Ｎ
Ｄ＃１）が格納された後、ＭＰ１ ２０は書き込み処理
に入り、アドレステーブル４０により、ＳＤ＃１のＳＣ
ＳＩドライブ１２が所属する論理グループ１０で、Ｄａ
ｔａ＃１（Ｄ＃１）のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４であるＤ
ＡＤＲ１に対し、スペース領域が確保されているＳＤ＃
４，５のＳＣＳＩドライブ１２に対し、使用権の獲得を
行なう。

【００５７】ＳＤ＃４、５のＳＣＳＩドライブ１２の使
用権を獲得した後は、図５のフローチャートに示すよう
に書き込み処理５００を行なっていく。まず、ＭＰ１
２０は、アドレステーブル４０のスペースドライブ番号
５１のＳＤフラグ５３をチェックし、ＳＤフラグ５３が
オフ（０）の場合、スペース領域として使用でき、オン
（１）の場合は使用できないと判断する（５０２）。Ｍ
Ｐ１ ２０は、このＳＤフラグ５３により、ＳＤ＃４、
５のＳＣＳＩドライブ１２にスペース領域が確保されて
いるかを判断する。そして、ＳＤフラグ５３がオフ
（０）の場合、キャッシュメモリ７に格納されているＮ
Ｄ＃１をこのＳＤ＃４，５に二重化して書き込み（５０
４）、ＭＰ１ ２０はＣＰＵ１へ書き込み完了の報告を
行う（５０８）。

【００５８】一方、ステップ５０２のチェックにより、
ＳＤフラグ５３がオン（１）の場合は、図１３に示すよ
うに、書き込む新データ（ＮＤ＃１）をキャッシュメモ
リ７に書き込んだ後、ＭＰ１ ２０は優先的に前の書き
込み処理におけるパリティの作成を指示し、このパリテ
ィを当該ＳＣＳＩドライブ１２に書き込む（１３１
０）。前の書き込み処理におけるパリティの作成が完了
し、当該ＳＣＳＩドライブへの書き込みが完了すると、
ＭＰ１ ２０は、アドレステーブル４０においてスペー
スドライブ番号５１にＳＤフラグ５３をオフ（０）とし
（１３０８）、キャッシュメモリ７に格納されているＮ
Ｄ＃１を二重化して書き込み（１３１６）、ＭＰ１ ２
０は、ＣＰＵ１へ書き込み完了の報告を行う（１３２
０）。

【００５９】そこで、次に、ＳＣＳＩドライブ１２への
新データ（ＮＤ＃１）の書き込み方法を示す。ＭＰ１
２０は、アドレステーブル４０のＳＤフラグ５３がオフ
（０）になっているのを確認後、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８
に書き込むデータである新データ（ＮＤ＃１）をスペー
ス領域が確保されているＳＤ＃４とＳＤ＃５のＳＣＳＩ
ドライブ１２に書き込むよう指示する。Ｄｒｉｖｅ Ｉ
Ｆ２８では、ＳＣＳＩの書込み手順に従って、ドライブ
ユニットパス９−１から９−４の中の２本を介して、Ｓ
Ｄ＃４とＳＤ＃５のＳＣＳＩドライブ１２に書込みコマ
ンドを発行する。

【００６０】Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８から書込みコマンド
を発行された当該ＳＣＳＩドライブ１２では、Ｄｒｉｖ
ｅ ＩＦ２８から送られてきたＣＰＵ１が書き込み先の
アドレスとして指定したＣＰＵ指定アドレスを論理アド
レス４５に変換し、論理アドレス４５であるＤａｔａ＃
１に対応するＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４のＤＡＤＲ１へシ
ーク、回転待ちのアクセス処理を行なう。ＳＤ＃４、５
のＳＣＳＩドライブ１２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（ＮＤ＃１）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（ＮＤ＃１）を
ドライブユニットパス９−１から９−４の中の２本を介
してＳＤ＃４、５のＳＣＳＩドライブ１２へ転送する。
新データ（ＮＤ＃１）のＳＤ＃４、５のＳＣＳＩドライ
ブ１２への書込みが完了すると、ＳＤ＃４、５のＳＣＳ
Ｉドライブ１２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ＭＰ１ ２０に報告する。

【００６１】この時、アドレステーブル４０において、
書き込み前の旧データの論理アドレス４５（Ｄａｔａ＃
１、Ｄ＃１）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（Ｄａｔａ＃１、Ｄ＃１）内のＣ
ＣＨＨＲ４６のアドレスを、新データ（ＮＤ＃１）を二
重化して書き込んだスペース領域の２つの論理アドレス
４５のＣＣＨＨＲ４６に登録し、無効フラグをオフ
（０）とし、ドライブフラグ５２をオン（１）とする。
また、キャッシュメモリ７内に書き込む新データ（ＮＤ
＃１）を保持する場合は、書き込み後の２つの論理アド
レス４５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（ＮＤ＃１）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。この新データ（ＮＤ＃１）をキャッシュメモリ７上
に残さない場合、ＭＰ１ ２０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、書き込みを行った論理グループ１０内
のＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４に対し、スペースドライブ番
号５１のＳＤフラグをオン（１）とする。

【００６２】上記のようにアドレステーブル４０の更新
が完了すると、ＭＰ１ ２０は、ＳＤ＃４とＳＤ＃５の
両方のＳＣＳＩドライブ１２からの完了報告を受け取っ
た後、ＣＰＵ１に対し擬似的に書き込み処理の終了報告
を行う。ＳＤ＃４、５のＳＣＳＩドライブ１２に対する
新データ（ＮＤ＃１）の格納が完了しても、キャッシュ
メモリ７内には新データ（ＮＤ＃１）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（ＮＤ＃１）で行なう。

【００６３】以上のように、ＭＰ１ ２０がＣＰＵ１に
対し擬似的に終了報告を行った後は、ＣＰＵ１は書き込
み処理を終了したと認識しているが、ＭＰ１ ２０は、
新しいパリティを作成して当該ＳＣＳＩドライブ１２書
き込んでいないため、まだ書き込み処理は終了していな
い。そこで、ＭＰ１ ２０がＣＰＵ１に対し終了報告を
行った後に、ＭＰ１ ２０が独自に新しいパリティを作
成し、当該ＳＣＳＩドライブ１２に書き込む。この方法
について以下に説明する。

【００６４】ＭＰ１ ２０は、ＣＰＵ１に対し書き込み
処理の終了報告を行った後、図５に示すように、ＣＰＵ
１からの読み出し、書き込み要求の状況（ＩＯ状況）を
監視する（５１０）。具体的には、ＭＰ１ ２０が、当
該論理グループ１０に対するＣＰＵ１からの読み出し、
書き込み要求の単位時間当りの回数を数える。当該論理
グループ１０に対するこの回数が、予めユーザまたはシ
ステム管理者により設定された数より少なく、パリティ
の作成およびこの作成したパリティを書き込むＳＣＳＩ
ドライブ１２が所属する論理グループ１０に対する読み
出し、書き込み要求がＣＰＵ１より発行されていない場
合、パリティの作成およびパリティの当該ＳＣＳＩドラ
イブ１２への書き込み処理を開始する。

【００６５】新しくパリティを作成する場合、ＣＰＵ１
から書き込み先に指定されたアドレスに書き込まれてい
るデータ（旧データ）と、更新するパリティ（旧パリテ
ィ）を読み出し、新しく作成したパリティ（新パリテ
ィ）をＳＣＳＩドライブ１２に書き込む。この時、旧デ
ータと旧パリティを読み出すＳＣＳＩドライブ１２と、
新パリティを書き込む当該ＳＣＳＩドライブ１２に対
し、ＭＰ１ ２０は、ＣＰＵ１からの読み出し、書き込
み要求と同様の擬似的な読み出し、書き込み要求を発行
する。この、擬似的な読み出し、書き込み要求が発行さ
れているＳＣＳＩドライブ１２に対し、ＣＰＵ１から読
み出しまたは書き込み要求が発行された場合は、ＭＰ１
２０は、ＣＰＵ１からの読み出し、書き込み要求を受
付、処理の待ち行列とする。

【００６６】次に、新パリティの作成および当該ＳＣＳ
Ｉドライブ１２への作成したパリティの書き込み方法を
具体的に示す。ＭＰ１ ２０は、ＳＤ＃１のＳＣＳＩド
ライブ１２に対して旧データの読み出し要求、ＳＤ＃６
のＳＣＳＩドライブ＃１２に対して旧パリティの読み出
し要求を発行するように、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８に指示
する（５１４）。

【００６７】Ｄｒｉｖｅ 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では、Ｄｒｉ
ｖｅ ＩＦ２８から送られてきたＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４
４へシーク、回転待ちのアクセス処理を行なう。キャッ
シュメモリ７内には新データ（ＮＤ＃１）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（ＮＤ＃１）で行なう。

【００６８】もし、キャッシュメモリ７に新データ（Ｎ
Ｄ＃１）が存在していない場合は、スペース領域に二重
化して書き込まれているデータをキャッシュメモリ７に
読み出す。

【００６９】ＳＤ＃１、６のＳＣＳＩドライブ１２にお
いて、シーク、回転待ちのアクセス処理が完了し、旧デ
ータ（Ｄ＃１）および旧パリティ（Ｐ＃１）の読み出し
が可能になり次第、旧データ（Ｄ＃１）および旧パリテ
ィ（Ｐ＃１）を読み出し、キャッシュメモリ７に格納す
る。ＳＤ＃１のＳＣＳＩドライブ１２から旧データ（Ｄ
＃１）を、ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２から旧パリ
ティ（Ｐ＃１）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、ＭＰ１ ２０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（ＮＤ＃１）
で、排他的論理和により、更新後の新パリティ（ＮＰ＃
１）を作成するようにＰＧ３６に指示を出し、ＰＧ３６
において新パリティ（ＮＰ＃１）を作成し、キャッシュ
メモリ７に格納する（５１６）。

【００７０】新パリティ（ＮＰ＃１）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（Ｎ
Ｐ＃１）を格納する論理アドレス４５のキャッシュアド
レス４７に、キャッシュメモリ７内の新パリティ（ＮＰ
＃１）を格納したアドレスを登録し、キャッシュフラグ
４８をオン（１）とし、無効フラグ４９とドライブフラ
グ５２をオフ（０）とする（５１８）。新パリティ（Ｎ
Ｐ＃１）の作成が完了したことを認識し、ＳＤ＃６のＳ
ＣＳＩドライブ１２にＩＯ要求が発行されていない時
に、更新後の新パリティ（ＮＰ＃１）を書き込むよう
に、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８に対し指示する。

【００７１】ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２への更新
後の新パリティ（ＮＰ＃１）の書込み方法（５２０）
は、先に述べた書き込む新データ（ＮＤ＃１）をＳＤ＃
４、５のＳＣＳＩドライブ１２に書き込んだ方法と同じ
である。新パリティ（ＮＰ＃１）の作成が完了したら、
ＭＰ１ ２０は、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８に、ＳＤ＃６の
ＳＣＳＩドライブ１２に対し書込みコマンドを発行する
ように指示し、当該ＳＣＳＩドライブ１２では、指示Ｓ
ＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４へシーク、回転待ちのアクセス処
理を行う。新パリティ（ＮＰ＃１）は既に作成されキャ
ッシュメモリ７に格納されており、ＳＤ＃６のＳＣＳＩ
ドライブ１２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
（ＮＰ＃１）を読み出してＤｒｉｖｅ ＩＦ２８へ転送
する。Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８では、転送されてきた新パ
リティ（ＮＰ＃１）をドライブユニットパス９−１から
９−４の中の１本を介してＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ
１２へ転送する（５２２）。

【００７２】新パリティ（ＮＰ＃１）のＳＤ＃６のＳＣ
ＳＩドライブ１２への書込みが完了すると、ＳＤ＃６の
ＳＣＳＩドライブ１２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ＭＰ１ ２０に報告する。この時、Ｍ
Ｐ１ ２０は、この新データ（ＮＤ＃１）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
し、キャッシュメモリ７上に残す場合はオン（１）とす
る。さらに、アドレステーブル４０において、書き込み
後の新パリティ（ＮＰ＃１）の論理アドレス４５の無効
フラグをオフ（０）とし、ドライブフラグ５２をオン
（１）とする（５２４）。

【００７３】このような、新しく作成した新パリティ
（ＮＰ＃１）を当該ＳＣＳＩドライブ１２に書き込んだ
後は、旧データ（Ｄ＃１）が格納されていたＳＤ＃１の
ＳＣＳＩドライブ１２の旧データ（Ｄ＃１）と二重化さ
れている新データ（ＮＤ＃１）が格納されているＳＤ＃
４、５のＳＣＳＩドライブ１２の中で、ＳＣＳＩドライ
ブ番号の小さいＳＤ＃４のＳＣＳＩドライブ１２に格納
されている新データ（ＮＤ＃１）をスペース領域として
解放し、次の書き込み処理用にスペース領域として登録
する。この登録の方法は、ＭＰ１ ２０が、アドレステ
ーブル４０においてＳＤ＃１とＳＤ＃４のＳＣＳＩ内Ａ
ｄｄｒ４４がＤ ＡＤＲ１の旧データ（Ｄ＃１）と、二
重化されていた新データ（ＮＤ＃１）の一方が格納され
ている論理アドレス４５において、無効フラグをオン
（１）とし、さらにスペースドライブ番号５１にＳＤ＃
１とＳＤ＃４を登録し、ＳＤフラグをオフ（０）にする
（５２６）。

【００７４】以上のように、書き込み処理時に書き込む
新データ（ＮＤ＃１）を一旦二重化して論理グループ１
０内に格納しておき、後でＣＰＵ１からの読み出し、書
き込み要求が比較的少ないときに、新パリティ（ＮＰ＃
１）を作成し、ＳＣＳＩドライブ１２に格納すること
で、書き込み処理時の応答時間が短縮され、従来のよう
に新パリティ（ＮＰ＃１）の作成により他の読み出し、
書き込み処理が待たされることが減少する。

【００７５】もし、新パリティ（ＮＰ＃１）を当該ＳＣ
ＳＩドライブ１２への書き込み前に論理グループ１０内
のＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生した場合は、図１
４に示すように回復処理を行う。図４（ａ）に示すよう
に、ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２に対し新パリティ
（ＮＰ＃１）を書き込む前に（１４０２）、ＳＤ＃１、
２、３の内のどれか１台のＳＣＳＩドライブ１２に障害
が発生した場合（１４０６）、障害が発生していないＳ
ＣＳＩドライブ１２からのデータと旧パリティから、障
害が発生したＳＣＳＩドライブ１２内のデータを回復す
ることが可能となる（１４１０）。例えば、ＳＤ＃１の
ＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生した場合、ＳＤ＃
２、３のＤ＃２、Ｄ＃３と、ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライ
ブ１からの旧パリティ（Ｐ＃１）から、ＳＤ＃１のＳＣ
ＳＩドライブ１２内のデータであるＤ＃１を回復するこ
とが可能となる。また、新データ（ＮＤ＃１）が二重化
して格納されているＳＤ＃４、５のどちらか一方に障害
が発生した場合は、二重化データの一方のデータにより
回復することが可能となる（１４１２）。

【００７６】図４（ｂ）に示すように、ＳＤ＃６のＳＣ
ＳＩドライブ１２に対し新パリティ（ＮＰ＃１）を書き
込んだ後は、ＳＤ＃２、３、５のＳＣＳＩドライブ１２
内のデータ（Ｄ＃２、３、ＮＤ＃１）に対し新パリティ
（ＮＰ＃１）が作成されてＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ
１２に格納されており、ＳＤ＃２、３、５のＳＣＳＩド
ライブ１２の中の１台のＳＣＳＩドライブ１２に障害が
発生した場合、残りの正常なＳＣＳＩドライブ１２内の
データとＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ１２内のパリティ
により、障害が発生したＳＣＳＩドライブ１２内のデー
タは回復される。

【００７７】例えば、ＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２
に障害が発生した場合、ＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１
２内のデータ（Ｄ＃２）は、ＳＤ＃３のＳＣＳＩドライ
ブ１２内のデータ（Ｄ＃３）と、ＳＤ＃４のＳＣＳＩド
ライブ１２内のデータ（ＮＤ＃１）と、ＳＤ＃６のＳＣ
ＳＩドライブ１２内のパリティ（ＮＰ＃１）から、障害
が発生したＳＤ＃２のＳＣＳＩドライブ１２内のデータ
（Ｄ＃２）は回復される。

【００７８】本発明のように、書き込み処理において、
スペース領域に書き込みデータ（新データ）をとりあえ
ず二重化して格納し、この段階でＣＰＵ１に対し書き込
み処理の終了報告を行うことにより、ＣＰＵ１にとって
は、この二重化してＳＣＳＩドライブ１２に書き込む時
間が書き込み処理時間になる。従来のアレイディスクで
は、図１２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、もし、論理グループ
１０を構成するＳＣＳＩドライブ１２の回転を同期させ
た場合は、回転待ちは平均０．５回転となる。また、新
パリティをＳＣＳＩドライブ１２に書き込む前に論理グ
ループ１０を構成するＳＣＳＩドライブ１２に障害が発
生しても、先に述べたように、旧パリティと二重化され
た新データにより従来のアレイディスクと同様に、障害
回復を行うことが可能となる。

【００７９】本実施例では、パリティおよびパリティの
作成に関与したデータとスペース領域は、論理グループ
１０を構成する各ＳＣＳＩドライブ１２において、各Ｓ
ＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４を同一とした。しかし、アドレス
テーブル４０の各論理アドレス４５とパリティドライブ
番号５０、スペースドライブ番号５１において、論理グ
ループ１０のアドレスを付加することにより、論理グル
ープ１０を構成する各ＳＣＳＩドライブ１２において、
ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４を任意とすることが可能とな
る。

【００８０】本実施例では、書き込み時の回転待ち時間
を減少させる目的で、書き込みデータを一旦二重化して
ＳＣＳＩドライブ１２に書き込み、後の適当なタイミン
グでパリティを更新し、パリティの更新後は二重化した
書き込みデータの一方を開放する方法について説明し
た。本発明は、上記のような性能向上の観点とは別に、
以下に示すような応用例も考えられる。

【００８１】パリティによる信頼性と二重化による信頼
性では、二重化による信頼性の方が、信頼性向上のため
に必要とする容量は大きいが、信頼性は高くなる。この
特徴を活かし、本発明の応用として、最新に書き込まれ
たデータ、または、頻繁に書き込み要求が発行されるデ
ータについては、二重化されているため、高信頼とし、
あまり書き込み要求が発行されないデータについては、
二重化ほど高信頼ではないが、信頼性向上のために必要
とする容量が二重化と比較して少なくて済む、パリティ
により信頼性を確保する。つまり、あまり書き込み要求
が発行されないデータに対しては、信頼性は二重化ほど
高くないが、パリティを付けるだけで済む、パリティで
信頼性を確保し、最新に書き込まれたデータまたは、頻
繁に書き込み要求が発行されるデータについては、パリ
ティと比較し信頼性向上のために容量を多く必要とする
が、高信頼である二重化で高信頼とする、二段階の信頼
性のレベルを設定することも可能である。

【００８２】〈実施例２〉本発明の他の実施例を図６を
中心にして説明する。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スペー
ス領域を使用する例を示す。

【００８３】本発明では図３に示すように、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、ＳＤ＃
１、２、３のＳＣＳＩドライブ１２内のＤａｔａ＃１、
２、３（Ｄ＃１、２、３）で、ＰＧ３６によりパリティ
＃１（Ｐ＃１）が作られ、ＳＤ＃６のＳＣＳＩドライブ
１２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、Ｄａｔａ＃１、２、３（Ｄ＃１、２、３）
の各データにおける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）。もし、ＳＤ＃１のＳＣＳＩドライブ１２に
障害が発生したとする。この時、Ｄａｔａ＃１（Ｄ＃
１）は読み出せなくなる。

【００８４】本実施例では、パリティグループ当りにパ
リティを１個しか持っていないため、１台のＳＣＳＩド
ライブ１２の障害はデータを復元できるが、データの復
元が完了する前に更にもう一台のＳＣＳＩドライブ１２
に障害が発生した場合、復元出来ない。そこで、この様
な場合、２台目のＳＣＳＩドライブ１２障害が発生する
前に、残りのＤａｔａ＃２、３（Ｄ＃２、３）とパリテ
ィ＃１（Ｐ＃１）をキャッシュメモリ７に転送し、ＭＰ
１ ２０がＰＧ３６に対し、Ｄａｔａ＃１（Ｄ＃１）を
復元する回復処理を早急に行なうように指示する。この
回復処理を行ないＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）を復元した後
は、ＭＰ１ ２０は、このＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）をＳ
Ｄ＃４または６のどちらかのスペース領域に格納する。

【００８５】これにより、スペース領域を実施例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。この様に、ＭＰ１ ２０が、
スペース領域に回復したＤａｔａ＃１（Ｄ＃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、スペースドライブ番号５１の
中で、回復データを格納した方のスペースドライブ番号
５１を削除し、この削除したドライブ番号に対する論理
アドレス４５に、回復したＤａｔａ＃１（Ｄ＃１）の論
理アドレス４５の内容を複写する。

【００８６】図６に示すように、ＳＤ＃１のＳＣＳＩド
ライブ１２には、Ｄａｔａ＃１（Ｄ＃１）の他にスペー
ス領域、パリティ、Ｄａｔａ＃１３、１６、１９、２２
（Ｄ＃１３、１６、１９、２２）が格納されている。ス
ペース領域については、回復処理を行ない復元する必要
は無い。パリティ＃３（Ｐ＃３）は、ＳＤ＃３、４、５
のＳＣＳＩドライブ１２から、Ｄａｔａ＃７、８、９
（Ｄ＃７、８、９）を読み出して新たに作成し、ＳＤ＃
２か６のＳＣＳＩドライブ１２のスペース領域に格納す
る。Ｄａｔａ＃１３（Ｄ＃１３）は、ＳＤ＃３、５、６
のＳＣＳＩドライブ１２からパリティ＃５（Ｐ＃５）、
Ｄａｔａ＃１４、１５（Ｄ＃１４、１５）を読み出し
て、回復処理を行ない復元し、ＳＤ＃２または４のＳＣ
ＳＩドライブ１２のスペース領域に格納する。Ｄａｔａ
＃１６（Ｄ＃１６）は、ＳＤ＃２、４、６のＳＣＳＩド
ライブ１２からＤａｔａ＃１７（Ｄ＃１７）、パリティ
＃６（Ｐ＃６）、Ｄａｔａ＃１８（Ｄ＃１８）を読み出
して、回復処理を行ない復元し、ＳＤ＃３または５のＳ
ＣＳＩドライブ１２のスペース領域に格納する。以下、
同様に、Ｄａｔａ＃１９、２２（Ｄ＃１９、２２）と回
復処理を行ない、論理グループ１０内のスペース領域に
格納していく。

【００８７】この様に、ＳＤ＃２、３、４、５、６のＳ
ＣＳＩドライブ１２内のスペース領域に、ＳＤ＃１のＳ
ＣＳＩドライブ１２の回復データを全て格納した後は、
スペース領域が論理グループ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、ＳＤ＃１
のＳＣＳＩドライブ１２の回復データを全て格納した後
は、ＳＤ＃２、３、４、５、６のＳＣＳＩドライブ１２
の中で更にもう一台ＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生
した場合、同様にその障害が発生したＳＣＳＩドライブ
１２内のデータについて回復処理を行ない、残りのスペ
ース領域に格納し、処理を行なえる。

【００８８】この様にして、論理グループ１０内のスペ
ース領域を全て使い切ってしまった場合は、障害ＳＣＳ
Ｉ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は全てス
ペース領域として論理グループを再構成する。

【００８９】障害ＳＣＳＩドライブ１２を正常のＳＣＳ
Ｉドライブ１２に交換した直後は、スペース領域が特定
ＳＣＳＩドライブ１２に集中した形になっているため、
このＳＣＳＩドライブ１２が使用できずに待たされるこ
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。し
かし、時間が立つにつれて、スペース領域が分散されて
ＳＣＳＩドライブ１２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１２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１２に交換して、こ
の交換した正常なＳＣＳＩドライブ１２に障害が発生し
たＳＣＳＩドライブ１２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、この時スペース領
域に関しては復元せずにスペース領域として空けてお
く。

【００９０】本実施例では、この回復処理とスペース領
域へ復元したデータを書き込む処理をＭＰ１ ２０が独
自に行なう。この様に独自に行なうことにより、ＳＣＳ
Ｉドライブ１２に障害が発生した場合、障害が発生した
ＳＣＳＩドライブ１２を正常なＳＣＳＩドライブ１２に
交換し、回復したデータを書き込むのと比較して、本発
明では、システムを使用するユーザがＳＣＳＩドライブ
１２に障害が発生すると直ぐに正常なＳＣＳＩドライブ
１２と交換する必要が無いため、ユーザの負担が軽くな
る。

【００９１】〈実施例３〉本発明の第三の実施例を図７
〜図１１により説明する。本実施例では、図７、８に示
すように、論理グループ１０単位にサブＤＫＣ１１を設
け、その内部に図９に示すように実施例１、２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、ＲＰＣ２７、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
せたものを示す。本実施例におけるデータの処理手順
は、実施例１および２で示したものと同様である。以
下、実施例１、２で示した処理手順と異なる部分のみを
図１０および図１１を用いて示す。本実施例では、図９
に示すように、実施例１、２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。ＤＡＴ
３０は、格納されているテーブルの形式や機能は実施例
１、２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４２が論理グループ１０に限
られている点と、メモリがアドレステーブル４０を格納
するデータを格納するのとは別の専用メモリである。Ａ
ＤＣ２内のＧＡＴ２３は、ＣＰＵ１から指示されたＣＰ
Ｕ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。キャッシュメモリ７内には、その特別な
領域に、図１０に示すような論理グループテーブル（Ｌ
ＧＴ）６０が格納されている。

【００９２】ＬＧＴ６０は、図１０に示すように、ＣＰ
Ｕ１から指定されるＣＰＵ指定ドライブ番号４１とＣＣ
ＨＨＲ４６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、ＬＧＴ６０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
合はオン（１）とし、キャッシュメモリ７内に存在しな
い場合はオフ（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、ＡＤＣ
２のＭＰ１ ２０が、ＬＧＴ６０により論理グループ１
０を割当てる。この時、ＭＰ１ ２０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。

【００９３】そこで、実際の読み出し、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。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ＭＰ１ ２０に報告し、ＭＰ
１ ２０が、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。ＭＰ１ ２０から指示を受けたＤｒｉｖｅ ＩＦ２
８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
であるＭＰ３ 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と同様に、Ｄ
ｒｉｖｅ ＩＦ２８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内の論理アドレス４５に変換し、この
論理アドレス４５から当該ＳＣＳＩドライブアドレス４
２（ＳＣＳＩドライブ番号４３とその中のＳＣＳＩ内Ａ
ｄｄｒ４４）を確定する。

【００９４】このアドレスの確定後、ＭＰ３ ２９は、
当該ＳＣＳＩドライブ１２に対して読み出し要求を発行
する。ＭＰ３ ２９から読み出し要求を発行されたＳＣ
ＳＩドライブ１２では、ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ４４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、当該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、Ｄｒ
ｉｖｅ Ａｄｐ３４は、ＭＰ３ ２９に格納報告を行な
い、ＭＰ３ 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）のデータに対して読み出しまたは書込み要求が発
行された場合、サブキャッシュ３２内で処理を行なう。

【００９５】実施例１と同様に、ＭＰ３ ２９によるＤ
ＡＴ３０の更新が終了すると、ＭＰ３２９は、ＡＤＣ２
内のＤｒｉｖｅ ＩＦ２８に対しでデータ転送可能とい
う応答を行い、Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８は、この応答を受
け取るとＭＰ１ ２０に対し報告する。

【００９６】ＭＰ１ ２０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、Ｄｒｉｖｅ
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、ＭＰ１ ２
０からの指示を受けると、サブＤＫＣ１１のＭＰ３ ２
９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ＭＰ３ ２９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Ｄｒｉｖｅ ＩＦ２８にデータを転送す
る。ＤｒｉｖｅＩＦ 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。

【００９７】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、ＭＰ１ ２０は、Ｄｒ
ｉｖｅ ＩＦ２８に対し、当該論理グループ１０のＭＰ
３２９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
と同様に処理を行う。本実施例では、実施例１、２の効
果を実現することが可能である。

【００９８】以上、磁気ディスク装置を用いたシステム
を実施例として説明したが、本発明は、光ディスク装置
を用いたシステムにおいても、同様な効果を発揮するこ
とが可能である。

【００９９】

【発明の効果】本発明によれば、データの書き込み時に
おけるパリティの更新処理を、ＣＰＵからの読み出しま
たは書き込み要求が少ない時まで遅らせることが可能と
なる。これにより、ＣＰＵにとっては、読み出しまたは
書き込み処理要求が多い時は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。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】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】書き込み処理時のデータ移動説明図。

【図５】書き込み処理フローチャート（１）。

【図６】データ回復処理説明図、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】第３の実施例の全体構成図。

【図８】第３の実施例のクラスタ内構成図。

【図９】第３の実施例のサブＤＫＣ内構成図。

【図１０】論理グループテーブル説明図。

【図１１】ＲＡＩＤ Ｌｅｖｅｌ５における更新処理説
明図。

【図１２】ＲＡＩＤ５における書き込み処理タイミング
チャート。

【図１３】書き込み処理フローチャート（２）。

【図１４】パリティ作成処理フローチャート。

【符号の説明】

１…ＣＰＵ、２…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）、４１…ＣＰＵ指定ドライブ番
号、４２…ＳＣＳＩドライブアドレス、４３…ＳＣＳＩ
ドライブ番号、４４…ＳＣＳＩ内Ａｄｄｒ、４５…論理
アドレス、４６…ＣＣＨＨＲ、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、５０
…パリティドライブ番号、５１…スペースドライブ番
号、５２…ドライブフラグ、５３…ＳＤ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

フロントページの続き (51)Int.Cl.⁷ 識別記号 ＦＩ Ｇ０６Ｆ 12/10 Ｇ０６Ｆ 12/10 Ｚ (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 3/06 301 G06F 3/06 540

Claims (3)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】キャッシュメモリを有し、ＣＰＵ（中央処
   理装置）と接続可能な制御装置と、上記制御装置と接続
   されたデータ格納用の複数のディスク装置とを有するデ
   ィスクアレイシステムであって、 上記複数のディスク装置のうちの特定のディスク装置
   に、上記ＣＰＵから指定された論理アドレス情報を上記
   各ディスク装置に割り当てられた物理アドレスに変換す
   るためのアドレス変換テーブルを格納しておき、 上記制御装置が、上記ディスクアレイシステムの電源オ
   ン時に、上記変換テーブルを上記特定のディスク装置か
   ら上記キャッシュメモリに読み込み、上記ディスクアレ
   イシステムの電源オフ時に、上記キャッシュメモリ内の
   変換テーブルを上記特定のディスク装置に格納し、上記
   何れかのディスク装置に障害が発生したとき、障害ディ
   スク装置で失われたデータの他のディスク装置への回復
   処理に伴って、上記変換テーブルの内容を変更すること
   を特徴とするディスクアレイシステム。
2. 【請求項２】前記論理アドレスが、シリンダアドレス
   と、ヘッドアドレスと、レコードアドレスとからなるこ
   とを特徴とする請求項１に記載のディスクアレイシステ
   ム。
3. 【請求項３】前記論理アドレスが、ＳＣＳＩドライブア
   ドレスであることを特徴とする請求項１または請求項２
   に記載のディスクアレイシステム。