JP2000511318A - 階層記憶管理システムのための変換式ｒａｉｄ - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 記憶装置の柔軟なアレイが、ストライプ（９０１、１００１）と呼ばれるブロックの組に分割される複数のブロック（９０３、９０５、９０７、９０９、９１１、９１３）を記憶し、ストライプの各ブロックは、異なる装置（４０１ａないし４０１ｆ）に記憶される。アレイ・コントローラ（４０３）は、異なるメモリ構造に従う独立のストライプのフォーマッティングをサポートする。具体的に言うと、好ましい実施形態でサポートされるメモリ構造は、非冗長、ミラーリングおよびパリティ保護である。記憶域の各ブロックは、５つの状態すなわち、（１）ＥＭＰＴＹ、（２）ＤＡＴＡ、（３）ＰＡＲＩＴＹ、（４）ＣＯＰＹまたは（５）ＦＲＥＥのうちの１つで存在する。記憶ブロックの各ストライプは、ブロックの状態に依存する７つの状態のうちの１つで存在する。いくつかの状態遷移が定義され、データの移動を最小限にしながら、ある種類のストライプを別の種類のストライプに変換することができる（第７図）。具体的に言うと、完全にミラーリングされた状態のストライプは、ミラーリングされたストライプ内の１ブロックをＰＡＲＩＴＹブロック（８０６ないし８０７）として指定し、いくつかの状況情報（８０８ないし８１２）を変更することによって、パリティ保護された状態に変換される。この場合、データの移動は不要である。非冗長ストライプまたはパリティ保護されたストライプをミラーリングされたストライプ（１１０２ないし１１１２、１２０２ないし１２１２）に変換することも可能である。

Description

【発明の詳細な説明】 階層記憶管理システムのための変換式ＲＡＩＤ 発明の分野 本発明は、全般的にはディジタル・データ記憶システムに関し、詳細には、し ばしば「ＲＡＩＤ」と呼ばれるredundant array of independent storage devic esの管理に関する。発明の背景 現代のコンピュータ・システムの大量のデータ記憶域の必要は、大容量記憶装 置を必要とする。一般的な記憶装置は、回転式の磁気ハード・ディスク装置であ り、多数の部品を含む複雑な機械装置は、故障しやすい。通常のコンピュータ・ システムには、そのような装置が複数含まれる。単一の記憶装置の故障が、その システムにとって非常に破壊的な事象になる可能性がある。多数のシステムが、 故障した装置が修復されるか交換され、失われたデータが復元されるまで動作で きなくなる。 コンピュータ・システムがより大きく、高速で高信頼性になるのにつれて、そ れに対応する記憶装置の記憶容量、速度および信頼性の向上が必要になってきた 。記憶容量を増やすために単純に記憶装置を追加すると、それに対応してどれか １つの装置が故障する確率が高まる。その一方で、既存の装 置のサイズを増やすと、他の改良がなければ、速度が低下し、信頼性は改良され ない傾向がある。 最近、あるレベルのデータ冗長性を実現するように構成された、直接アクセス 記憶装置のアレイにかなりの関心が集まっている。このような装置を、一般に「 ＲＡＩＤ（Redundant Array of Independent（またはInexpensive）Disks）」と 称する。異なる形の冗長性をもたらすさまざまな種類のＲＡＩＤが、１９８８年 ６月、ＡＣＭ ＳＩＧＭＯＤ Conferenceに提出されたパターソン（Patterson） 、ギブソン（Gibson）およびカッツ（Katz）による論文「A Case for Redundant Arrays of Inexpensive Disks（ＲＡＩＤ）」に記載されている。パターソン他 は、レベル１ないし５と呼ばれる５つの種類にＲＡＩＤを分類した。このパター ソンの用語は、産業界の標準になっている。 ＲＡＩＤの元来の理論は、複数の比較的安価な小型ディスク駆動装置によって 、単一のより大きい高価な駆動装置の容量を実現できるというものである。小型 の複数の駆動装置は、すべてが同時にデータを読み書き（「アクセス」）するの で高速にもなる。最後に、小型の駆動装置はコストが非常に低いので、余分の（ 冗長な）ディスク駆動装置を含めることが可能であり、これとなんらかの記憶管 理技法を組み合わせることによって、ある小型駆動装置が故障した場合に、シス テムがその駆動装置に記憶されたデータを復元できるようになる。したがって、 ＲＡＩＤを用いると、容量、性能および信 頼性を高めることができる。ＲＡＩＤが、市場で受け入れられるにつれて、その 使用が小容量駆動装置に限れられなくなり、ＲＡＩＤシステムは、現在は、すべ ての容量の記憶装置を用いて構成されている。さらに、ＲＡＩＤシステムは、光 ディスク駆動装置、磁気テープ駆動装置、フロッピ・ディスタ駆動装置など、他 の種類の記憶装置を用いて構成することができる。本明細書で使用する用語「Ｒ ＡＩＤ」または「ＲＡＩＤシステム」を、特定の種類の記憶装置に制限されると 解釈してはならない。 パターソンの用語を使用すると、ＲＡＩＤレベル１は、ミラーリング構成であ る。ＲＡＩＤ−１メモリ構造によれば、データの単位のそれぞれが、アレイ内の ２つの独立の記憶装置に記憶される。したがって、１つの装置が故障した場合に 、第２の装置からデータを復元することができる。第１図は、ＲＡＴＤ−１メモ リ構造に従って記憶されたデータを示す図である。第１図からわかるように、装 置１に記憶される情報（Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ）は、装置２に「ミラーリング」される （Ａ’、Ｂ’、Ｃ’、Ｄ’）。同様に、装置３に記憶される情報（Ｅ、Ｆ、Ｇ、 Ｈ）は、装置４にミラーリングされ（Ｅ’、Ｆ’、Ｇ’、Ｈ’）、装置５に記憶 される情報（Ｉ、Ｊ、Ｋ、Ｌ）は、装置６にミラーリングされる（Ｉ’、Ｊ’、 Ｋ’、Ｌ’）。 パターソンの用語によれば、ＲＡＩＤレベル３以上（ＲＡＩＤ−３、ＲＡＩＤ −４、ＲＡＩＤ−５）では、データ冗長 性のためにパリティ・レコードが使用される。パリティ・レコードは、アレイ内 の異なる記憶装置の特定の位置に記憶されるすべてのデータ・レコードの排他的 論理和から形成される。言い換えると、Ｎ台の記憶装置のアレイでは、記憶装置 の特定の位置にあるデータのブロックの各ビットが、（Ｎ−１）台の記憶装置の グループのその位置の他のすべてのビットとの排他的論理和をとられて、パリテ ィ・ビットのブロックが作られる。パリティ・ブロックは、残り（Ｎ番目）の記 憶装置の同一位置に記憶される。このアレイの記憶装置が故障した場合、故障し た装置のある位置に含まれるデータは、残りの装置の同一位置のデータ・ブロッ クとそれに対応するパリティ・ブロックの排他的論理和をとることによって再生 成できる。 ＲＡＴＤ−３では、異なるディスク駆動装置の読み書きアクチュエータのすべ てが、同時に動作して、各駆動装置の同一位置にあるデータにアクセスする。Ｒ ＡＩＤ−４およびＲＡＩＤ−５は、さらに、ディスク駆動装置内で独立に動作す る読み書きアクチュエータという特徴を有する。言い換えると、ディスク駆動装 置の読み書きヘッドのそれぞれが、アレイ内の他の装置がデータにアクセスして いるかどうかに無関係に、ディスク上の任意の位置のデータにアクセスすること ができる。 ＲＡＩＤ−４によれば、情報は、「ブロック」単位で記憶され、各ブロックが 、異なる記憶装置に記憶される。本明細 書の目的に関して、用語「ブロック」は、データの１つまたは複数のセクタを含 むデータのコヒーレントな単位を指し、このデータは、単一の記憶装置から独立 にアクセス可能である。そのような１つのＲＡＴＤ−４メモリ構造を含む情報を 、「ストライプ」と称する。各ストライプには、アレイの複数の装置２０２ａな いし２０２ｆに記憶された情報の一部が含まれる。本明細書の目的に関して、用 語「ストライプ」は、ブロックの組をさし、各ブロックは、他の記憶装置のそれ ぞれに含まれる他のそれぞれのブロックのアドレスに関連するアドレスに記憶さ れることが好ましいが、その代わりに、ブロックの組を含み、ブロックのそれぞ れ（または一部）を、他の装置に記憶される他のブロックのアドレスに関連しな いアドレスに記憶することができる。第２図に、ＲＡＩＤ−４に従って記憶され たデータの４つのストライプ、２０４ａ、２０４ｂ、２０４ｃ、２０４ｄを示す 。第２図からわかるように、１つのストライプ２０４ａには、装置１に記憶され るデータ・ブロック２０１、装置２に記憶されるデータ・ブロック２０３、装置 ３に記憶されるデータ・ブロック２０５、装置４に記憶されるデータ・ブロック ２０７、および、装置５に記憶されるデータ・ブロック２０９が含まれる。さら に、１つの装置２０２ｆは、パリティ・ブロック２１１の「パリティ」情報の記 憶専用である。他の装置のそれぞれには、ユーザ情報が記憶される。記憶装置の どれかが故障した場合、故障した装置に記憶されていた情報は、他の装置のそれ ぞれ に記憶されているストライプの残りの情報の論理的排他的論理和をとることによ って復元できる。 独立の読み書きを有するパリティ保護されたディスク・アレイ（すなわちＲＡ ＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５）で遭遇する問題の１つが、データ・ブロックが書 き込まれる時に必ずパリティ・ブロックが更新されることに関連するオーバーヘ ッドである。たとえば、装置１のブロック２０１の情報を変更する（すなわち、 「新しいデータ」を書き込んで「古いデータ」を更新する）時には、通常は、古 いデータ、パリティ・ブロック２１１からの古いパリティ情報および新しいデー タの排他的論理和をとって、更新されたパリティ情報が作られる。新しいデータ と新しいパリティは、それぞれのブロックに書き込まれる。これらの動作は、さ まざまな順序で実行することができるが、通常は、データが更新されるたびに、 ２つのブロックを読み取り（古いデータと古いパリティの両方）、２つのブロッ クを書き込む（新しいデータと新しいパリティ）ことが必要になる。キャッシュ および他の技法を使用することでこの問題を軽減することができるが、ＲＡＩＤ −４システムのパリティ・ディスクは、激しく使用されるようになる傾向を有す る。 参照によって本明細書に組み込まれる米国特許第４７６１７８５号明細書には 、パリティ・ブロックがアレイ内のディスク記憶装置の間で実質的に均等に分配 されるタイプの独立読み書きアレイが記載されている。パターソン他は、この種 類のアレイをＲＡＩＤ−５と呼んだ。第３図に、ＲＡＩＤ−５構成を示す。パリ ティ・ブロックを分配することによって、パリティ更新の重荷が、多少均等にア レイ内のディスク間で共用されるようになり、したがって、通常はＲＡＩＤ−５ システムならびにＲＡＴＤ−４システムではデータを書くための同一のread-mod ify-write（読取−変更−書込）動作が使用されるにもかかわらず、単一の専用 ディスク駆動装置ですべてのパリティ・レコードが維持される時に発生する可能 性がある潜在的な性能ボトルネックが回避される。ＲＡＩＤ−５は、パターソン によって記載された最も高度なレベルのＲＡＩＤである。 異なるメモリ構造フォーマットのそれぞれが、独自の特性を有し、そのゆえに 、他のフォーマットのどれよりも特定のデータの記憶に適したものになる可能性 がある。それと同時に、例外なく優れている単一のフォーマットは存在しない。 たとえば、記憶の１バイトあたりのコストという観点からは、ＲＡＩＤ−１は最 も高価であり、パリティ保護されたＲＡＩＤはより安価であり、冗長性のない記 憶装置はさらに安価である。冗長性のない記憶装置とＲＡＴＤ−１は、一般に、 パリティ保護されたフォーマットでのデータの更新の難しさから、パリティ保護 された記憶装置より高速である。パリティ保護されたフォーマットとミラーリン グ・フォーマットの両方が、冗長であるが、ミラーリングは、２つの記憶装置が 故障した場合に、故障した２つの装置に同一の情報が記憶され ていない限り、これらの２つの装置に記憶された情報のすべてを回復することが できるという点で多少ながらもより堅牢である。たとえば、第１図を参照すると 、装置１と装置３の両方が故障した場合に、この２つの装置に記憶されていた情 報は、装置２と装置４に記憶されたままになっている。したがって、故障した記 憶装置に含まれるデータを復元することができる。しかし、パリティ保護された 構成の場合、故障した２台の装置に含まれるデータのすべてが失われる。という のは、パリティ保護された構成では、１台の故障した装置に記憶されていた情報 を再構成するために、Ｎ−１台の装置からの情報が使用可能であることが必要に なるからである。このＮは、ＲＡＩＤ−４ストライプの装置の総数である。 情報を編成する特定の構成を決定する時に速度、堅牢さおよび必要な空間のト レードオフを行う必要があるので、アレイの少なくとも一部を非冗長、一部をミ ラーリング、一部をパリティ保護に割り振ることができると有利である。アレイ の一部をあるフォーマットまたは別のフォーマットに動的に割り振る（すなわち 、アレイの一部をあるフォーマットから別のフォーマットに変換し、逆変換する ）能力は、さらに有利である。このような変換は、まず再フォーマットされるア レイの一部からのすべてのデータをバッファ（アレイ内またはアレイの外部のい ずれかとすることができる）にコピーし、その後、アレイのその部分を再フォー マットし、新しいフォーマットでデータをコピー・バックすることによって実行 で きる。しかし、データをバッファにコピーする処理は、かなりのオーバーヘッド を必要とする。発明の概要 本発明の目的は、コンピュータ・システムでデータを記憶するための拡張され た方法および装置を提供することである。 本発明のもう１つの目的は、コンピュータ・システムのためのより柔軟性のあ る記憶サブシステムを提供することである。 本発明のもう１つの目的は、コンピュータ・システムで記憶装置の冗長アレイ を管理するための拡張された方法および装置を提供することである。 本発明のもう１つの目的は、コンピュータ・システムのユーザの必要に合致す るようにコンピュータ・システムの記憶サブシステムを再構成する能力を拡張す ることである。 本発明のもう１つの目的は、ＲＡＴＤ−１をＲＡＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５ のいずれかに効率的に変換し、逆変換するためのシステムおよび方法を提供する ことである。 柔軟性のあるデータ記憶装置に、ユーザの必要をサポートするようにフォーマ ットすることのできる記憶装置のアレイが含まれる。本発明の好ましい実施形態 によれば、アレイ内の各記憶装置に、複数のブロックが記憶され、アレイ内の記 憶空間は、ストライプと呼ばれるブロックの組に分割される。アレイ・コントロ ーラは、異なるメモリ構造に従う独立のス トライプのフォーマッティングをサポートする。具体的に言うと、好ましい実施 形態でサポートされるメモリ構造は、非冗長、ミラーリング、およびパリティ保 護（ＲＡＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５）である。ミラーリングされた（ＲＡＩＤ −１）情報の１つまたは複数のストライプが、ＲＡＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５ のいずれかの情報の等しい数のストライプに変換され、逆変換され、情報の移動 が最小化されることが好ましい。 好ましい実施形態によれば、記憶域の各ブロックは、５つの状態すなわち（１ ）ＥＭＰＴＹ（空）、（２）ＤＡＴＡ（データ）、（３）ＰＡＲＩＴＹ（パリテ ィ）、（４）ＣＯＰＹ（コピー）または（５）ＦＲＥＥ（空き）のうちの１つで 存在する。アレイ内の記憶ブロックの各ストライプは、７つの状態のうちの１つ で存在し、７つのストライプ状態は、ブロックの状態に依存する。ストライプ状 態のうちの３つが非冗長、２つがパリティ保護であり、２つでミラーリングが使 用される。いくつかの定義済みの状態遷移だけが可能である。記憶装置のブロッ クは、ユーザ情報を危険にさらすことなくＲＡＩＤコントローラがそのブロック の情報を変更できる時（すなわち、記憶された情報がユーザ情報でもパリティ情 報でもなく、パリティの生成に使用されなかった時）に、ＥＭＰＴＹブロックと して指定されることが好ましい。記憶装置のブロックは、そのブロックがユーザ 情報の記憶のために予約されている時に、ＤＡＴＡブロックとして指定される ことが好ましい。記憶装置のブロックは、そこに記憶された情報が、同一ストラ イプに含まれるＤＡＴＡブロックのそれぞれの論理的排他的論理和（ＸＯＲ）の 結果である時に、ＰＡＲＩＴＹブロックとして指定されることが好ましい。記憶 装置のブロックは、そこに記憶された情報が、同一ストライプの別の装置のＤＡ ＴＡブロックに記憶された情報のコピーである場合に、ＣＯＰＹブロックとして 指定されることが好ましい。記憶装置のブロックは、ユーザ情報が現在そこに記 憶されていないが、そこに記憶された情報が、ストライプ内の関連するＰＡＲＴ ＴＹブロックの値の決定に使用されたので、その情報をＲＡＩＤ−４（５）のre ad-modify-writeシーケンスに従って変更しなければならない場合に、ＦＲＥＥ ブロックとして指定されることが好ましい。 ＲＡＩＤ−１に従って、各ブロックの２つのコピーを記憶する、すなわち、第 １記憶装置に第１コピー、第２装置に第２コピーを記憶する。ブロックの第１コ ピーは、ＤＡＴＡブロックとして指定されることが好ましく、ブロックの第２コ ピーは、ＣＯＰＹブロックとして指定されることが好ましい。好ましい実施形態 によれば、ＤＡＴＡブロックの情報とＣＯＰＹブロックの情報の両方が、異なる 記憶装置に記憶されるが、関連するＤＡＴＡブロックとＣＯＰＹブロックは、同 一ストライプ内として指定される。したがって、ＲＡＩＤ−１情報のストライプ には、同数のＤＡＴＡブロックとＣＯＰＹブロックが含まれることが好ましく、 アレイ内の記憶装置の 数は、偶数であることが好ましい。すなわち、各ストライプは、アレイ内の各装 置から１つのブロックから構成することができる。アレイ内の記憶装置の数が奇 数の場合、各ＤＡＴＡブロックが対応するＣＯＰＹブロックを必要とするので、 ストライプに記憶装置のすべてより少ない数のデータが含まれるか、各ストライ プ内に奇数のブロックが存在しなければならない。 好ましい実施形態によれば、完全にミラーリングされた状態のストライプは、 ＲＡＩＤ−１ストライプ内の１ブロックをＰＡＲＩＴＹブロックとして指定し、 いくつかの状況情報を変更することによって、パリティ保護された状態（ＲＡＴ Ｄ−４またはＲＡＩＤ−５）に変換される。この場合、データの移動は不要であ る。 非冗長状態またはパリティ保護状態から完全ミラーリング状態への変換が行わ れる場合には、状態テーブルによって、変換が許容される遷移の規則が定義され る。ストライプ内の各ＤＡＴＡブロックに関連するＣＯＰＹブロックを作成する のに十分な未使用空間（ＥＭＰＴＹ状態またはＦＲＥＥ状態）が存在しなければ ならない。ＲＡＩＤ−１情報のＤＡＴＡブロックおよび関連するＣＯＰＹブロッ クの両方が、同一のストライプ内に存在することが好ましいので、変換されるス トライプ（「変換」ストライプ）に記憶された情報が、ストライプの容量の半分 以上を必要とする場合には、残されるＤＡＴＡブロックに関連するＣＯＰＹブロ ックのための余地を作 るために、少なくとも一部の情報を別のストライプに移動しなければならない。 情報が移動されるストライプ（「受取り側」ストライプ）のそれぞれが、受取り 側ストライプがＲＡＩＤ−１に従って構成される場合に、ＤＡＴＡブロックおよ び関連するＣＯＰＹブロックの両方を記憶するのに十分な余地を有する必要があ る。その代わりに、データの一部を、パリティ保護された受取り側ストライプま たは保護されない受取り側ストライプに移動することができ、この場合、受取り 側ストライプにはデータを記憶するのに十分な余地があれば十分である。ＤＡＴ Ａブロックのコピーが作成され、ストライプ状況が更新される。図面の簡単な説明 第１図は、従来技術のＲＡＩＤ−１構造に従って記憶されたデータを示す図で ある。 第２図は、従来技術のＲＡＩＤ−４に従って記憶されたデータを示す図である 。 第３図は、従来技術のＲＡＩＤ−５に従って記憶されたデータを示す図である 。 第４図は、本発明の好ましい実施形態によるＲＡＩＤシステムを示す図である 。 第５Ａ図、第５Ｂ図および第５Ｃ図は、好ましい実施形態によるデータ・ブロ ックの状況および使用法をマッピングするのに使用されるデータ構造を示す図で ある。 第６図は、好ましい実施形態によるＲＡＩＤコントローラに接続された記憶装 置にデータを書き込むために実行されるステップの流れ図である。 第７図は、好ましい実施形態によるデータ・ブロックのストライプの可能な状 況変化を示す状態図である。 第８図は、本発明の１実施形態による、現在ミラーリングされた構造（ＲＡＩ Ｄ−１）としてフォーマットされているアレイの一部をパリティ保護された構造 （ＲＡＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５）に変換するために実行されるステップの流 れ図である。 第９図は、好ましい実施形態による、１つのストライプ９０１がＲＡＩＤ−１ 構造としてフォーマットされたアレイ９００を示す図である。 第１０図は、好ましい実施形態による、第９図のＲＡＩＤ−１構造として構成 されたストライプがパリティ保護されたストライプに変換された後の、第９図の アレイを示す図である。 第１１図は、好ましい実施形態による、パリティ保護されたストライプ（ＲＡ ＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５）をミラーリングされた構造（ＲＡＩＤ−１）に変 換する方法を示す流れ図である。 第１２図は、好ましい実施形態による、非冗長ストライプをパリティ保護され たストライプ（ＲＡＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５）に変換する方法を示す流れ図 である。 第１３図は、本発明の代替実施形態による、奇数個の記憶装置を有するアレイ を示す図である。 好ましい実施形態の詳細な説明 まず第４図を参照すると、本発明の好ましい実施形態による再構成可能なＲＡ ＩＤ記憶システムが示されている。通常のＲＡＩＤ構成の場合と同様に、好まし い実施形態のＲＡＩＤシステム４００には、複数の記憶装置４０１ａないし４０ １ｆが含まれる。好ましい実施形態では、記憶装置４０１ａないし４０１ｆは、 直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）であり、具体的には、回転式磁気ハード・デ ィスク駆動装置記憶装置であるが、その代わりに他の種類の記憶装置を使用する ことができることを理解されたい。第４図では、便宜上６台のＤＡＳＤが図示さ れているが、本発明によるアレイには、３台以上の装置を含めることができるこ とを理解されたい。ＲＡＩＤコントローラ４０３が、記憶装置４０１ａないし４ ０１ｆに結合される。本発明の好ましい実施形態によれば、ＲＡＩＤコントロー ラ４０３には、ランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）４１０とプログラム可能 なマイクロプロセッサ４１２が含まれる。データ消失の確率をさらに低下させる ために、ＲＡＭ４１０の一部またはすべてを不揮発性とすることができる。マイ クロプロセッサ４１２は、アレイの動作、具体的には本明細書に記載の方法によ るあるフォーマットから別のフォーマットへの記憶装置の組の変換を制御する制 御 プログラム４１３を実行する。制御プログラム４１３は、メモリ４１０に常駐し た状態で図示されているが、その代わりに、読取専用メモリ（ＲＯＭ）チップな どの別の制御記憶メモリに常駐することができることを理解されたい。制御プロ グラムは、磁気フロッピ・ディスク、磁気テープ、光ディスクなどの任意選択の 別の周辺装置からメモリ４１０にロードすることができ、ホスト・システム４０ ４からダウンロードすることができる。ＲＡＩＤコントローラ４０３は、ホスト ・システム４０４からコマンドと情報を受け取ることが好ましい。ホスト・シス テム４０４は、プログラムされた汎用ディジタル・コンピュータを含む、通常の ＲＡＩＤシステムに結合することができるなんらかの装置とすることができる。 コマンドによって、ＲＡＩＤコントローラ４０３は、そのコマンドに関連して受 け取った情報をＤＡＳＤのアレイに記憶するように指示される。さらに、コマン ドによって、情報を非冗長フォーマット、ＲＡＩＤ−１フォーマット、ＲＡＩＤ −４フォーマットまたはＲＡＩＤ−５フォーマットのうちのどれ従って記憶する かを指示することができる。代替案では、ＲＡＩＤコントローラ４０３が、ホス ト・プロセッサからの案内なしに、受け取った情報を非冗長形式とＲＡＩＤ−１ 、ＲＡＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５に従ううちのどれで記憶するかを決定する。 ＲＡＩＤコントローラ４０３は、単一のバスによってＤＡＳＤのアレイに結合 することができる。しかし、好ましい実 施形態では、同時に複数のＤＡＳＤにデータを伝送することのできる接続を設け る。本発明の任意選択の実施形態によれば、テープ・アレイなどの任意選択の周 辺記憶装置４０５も、ＲＡＩＤコントローラ４０３に結合される。テープ・アレ イを用いると、コントローラが、アレイのＤＡＳＤ内の空間を解放するために、 頻繁に使用されない情報をＤＡＳＤアレイから外に移動できるようになる。任意 選択として、周辺記憶装置４０５は、参照によって本明細書に組み込まれる、本 明細書と同一の譲受人に譲渡される米国特許出願番号第０７／８７９６２１号明 細書に記載されているように、書き込まれるデータの一時キャッシュとして使用 されるＤＡＳＤとすることができる。 本発明の好ましい実施形態では、ＲＡＩＤ−４およびＲＡＩＤ−５の両方のフ ォーマットではなく、いずれかが使用される。しかし、代替実施形態では、ＲＡ ＩＤコントローラ４０３は、ＲＡＩＤ−１、ＲＡＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５の いずれかに従って情報を記憶することができるものとすることができる。当業者 であれば、ＲＡＩＤコントローラ４０３が、アレイのどの部分が各構成に割り振 られているかを知らなければならないことを理解するであろう。たとえば、アレ イの一部が、ＲＡＩＤ−１による情報の記憶に割り振られ、アレイの一部が、Ｒ ＡＩＤ−５による情報の記憶に割り振られている場合、コントローラ４０３は、 どの部分がどのフォーマットに割り振られているかを意識しなければならない。 ＲＡＭ４１０のデータ・ディレタトリ４１１には、アレイの異なる部分がどの ように使用されるかが記録される。データ・ディレクトリ４１１には、アレイ内 のブロックの現在の状況すなわち、各ブロックがＤＡＴＡ、ＣＯＰＹ、ＰＡＲＩ ＴＹ、ＥＭＰＴＹまたはＦＲＥＥのうちのどのブロックであるかと、各ストライ プのデータ冗長性の形式（ミラーリング、パリティ保護または非冗長）が記憶さ れる。データ・ディレクトリ４１１には、追加情報ならびにアレイのさまざまな 部分の使用法を判定するのに必要な情報を記憶することができる。停電または構 成要素消失の場合の回復を可能にするために、データ・ディレクトリ４１１の冗 長コピー（図示せず）が別の位置（たとえば、ＤＡＳＤのうちの１つのの指定さ れた場所または別の周辺装置４０５上）に存在するか、データ・ディレクトリ４ １１をＲＡＭ４１０の不揮発部分に記憶することが好ましい。 第５Ａ図、第５Ｂ図および第５Ｃ図は、好ましい実施形態による、前述の目的 に使用されるデータ・ディレクトリ４１１内のデータ構造のうちの３つを示す図 である。第５Ａ図は、ストライプ状態テーブルを示す図であり、第５Ｂ図は、ブ ロック状況テーブルを示す図であり、第５Ｃ図は、ホスト・アドレス・マッピン グ・テーブルを示す図である。ストライプ状態テーブル５０１には、複数の項目 が含まれ、各項目には、ストライプ・アドレス・フィールド５０２と、ストライ プ状態フィールド５０３が含まれる。ストライプ・アドレス・フ ィールド５０２には、記憶装置でのストライプのブロックの開始アドレスが記憶 される。好ましい実施形態では、すべてのブロックが同一サイズであり、ストラ イプのすべてのブロックが、それぞれの記憶装置内で同一のアドレスにあり、し たがって、単一の開始アドレスを識別するだけで、ストライプを識別するのに十 分である。ストライプ状態フィールド５０３には、ストライプの現在の状態が含 まれ、可能な状態は、第６図に関連して下で詳細に説明する。 ブロック状況テーブル５２１には、ブロックごとに１つの複数の項目が含まれ る。ブロック状況テーブル５２１の各項目には、ストライプ識別子フィールド５ ２３、装置ＩＤフィールド５２４、状況フィールド５２５、バージョン番号フィ ールド５２６および対装置フィールド５２７が含まれる。ストライプ識別子フィ ールド５２３は、そのブロックを含むストライプを識別するフィールドであり、 たとえば、ストライプ状態テーブル５０１の対応する項目を指すポインタとする ことができる。装置ＩＤフィールド５２４には、そのブロックを含むＤＡＳＤの 識別子が含まれる。各ストライプには、どのＤＡＳＤでも１つを超えないブロッ クが含まれるので、ストライプとＤＡＳＤを指定することが、ブロックの指定に は十分である。状況フィールド５２５には、ブロックの使用状況（ＤＡＴＡ、Ｃ ＯＰＹ、ＰＡＲＩＴＹ、ＦＲＥＥまたはＥＭＰＴＹ）が記録される。バージョン 番号フィールド５２６には、バージョン番号が記録される。バージョン番号は、 データ更新のたびに増分され、冗長ブロックが同期化されているかどうかの判定 に使用される。対装置フィールド５２７は、記憶装置のミラーリングされたブロ ックの場合は対にされたブロックを識別し、パリティ保護されたデータ・ブロッ クの場合はパリティ・ブロックを識別するフィールドである。対装置フィールド は、たとえば、対にされたブロックまたはパリティ・ブロックに対応するブロッ ク状況マップ・テーブル項目を指すポインタとするか、装置識別子とすることが できる。 ホスト・アドレス・マッピング・テーブル５４１は、ホスト・アドレスをブロ ックにマッピングするテーブルである。好ましい実施形態によれば、ホスト・コ ンピュータ・システムは、記憶サブシステムを単一の大きいアドレス範囲とみな す。特定のアドレスを読み書きするための、ホストからのコマンドは、記憶装置 ＩＤとその記憶装置内のアドレスを参照するように変換しなければならないが、 これは、ホスト・アドレス・マッピング・テーブル５４１を用いて達成される。 ホスト・アドレス・マッピング・テーブル５４１には、ホスト・システムによっ てアドレッシングされるブロックごとに１つの複数の項目が含まれる。各項目に は、ホスト・システム・アドレス・フィールド５４２とブロック識別子フィール ド５４３が含まれ、ブロック識別子フィールドには、ブロックを識別するブロッ ク状況テーブル５２１内の項目を指すポインタが含まれる。 上で説明したデータ構造は、単一の実施形態だけを示すものであり、データ構 造の多数の変形が可能であることを理解されたい。たとえば、ホスト・コンピュ ータ・システムが、ブロックの物理位置を追跡し、ＲＡＩＤコントローラ４０３ 内のホスト・アドレス・マッピング・テーブルを不要にすることが可能である。 データ構造は、１つの大きいテーブル、連係リストまたはさまざまな他の形式と して構成することができる。さらに、実施の正確な形態に応じて、一部のフィー ルドが不要になるか、追加のフィールドが必要になる場合がある。さらに、上で 説明したデータ構造は、ＲＡＩＤコントローラ４０３によって使用される唯一の データ構造であるとは限らないことを理解されたい。たとえば、ＲＡＩＤコント ローラ４０３は、記憶装置上で割振りに使用できる空き空間のリストを有するこ とが好ましい。これには、ＦＲＥＥまたはＥＭＰＴＹの状況を有するブロックだ けではなく、ＤＡＴＡブロックのうちのまだ割り振られていない部分を含めるこ とができる。 通常動作では、ＲＡＩＤコントローラ４０３は、ホスト・システム４０４から 受け取るデータ・アクセス・コマンド（データの読取または書込）に応答する。 ホスト・システム４０４からのデータ・アクセス・コマンドには、読み取るブロ ック（または、セクタなど、ブロックの一部）のアドレスが含まれる。ホストか らのアドレスは、ホスト・アドレス・マッピング・テーブル５４１内の項目にア クセスするのに使 用される。ブロック識別子フィールド５４３が、所望のブロックに対応するブロ ック状況テーブル５２１内の項目を指す。コントローラは、この項目にアクセス して、装置ＩＤフィールド５２４から記憶装置識別子を取得し、ストライプ識別 子フィールド５２３からストライプ識別子を取得する。これらによって、読み取 るべきブロックが識別される。その後、ＲＡＩＤコントローラ４０３は、適当な 記憶装置に読取コマンドを発行し、記憶装置内の所望のデータのアドレスを渡す 。 書込動作はより複雑である。というのは、（ａ）ＲＡＩＤコントローラ４０３ が、現在のブロック使用法を確認しなければならず、（ｂ）書込動作によってス トライプ状態の変化が引き起こされる可能性があるからである。第６図は、書込 動作を実行する際にＲＡＩＤコントローラ４０３によって実行されるステップの 流れ図である。ホスト・システム４０４からの書込コマンドに応答して、ＲＡＩ Ｄコントローラ４０３は、ストライプ状態テーブル５０１、ブロック状況テーブ ル５２１およびホスト・アドレス・マッピング・テーブル５４１を参照して、読 取動作に関して上で説明したように、記憶装置ＩＤと所望のブロックのアドレス を判定する（ステップ６０１）。さらに、コントローラは、ストライプ状態テー ブル５０１のストライプ状態フィールド５０３から、ストライプの現在の状況を 判定する（ステップ６０２）。 可能な状態および状態遷移については、第７図に関連して下で完全に説明する 。ストライプの現在の状態に応じて、３ つの可能な分岐のうちの１つが採用される。現在の状態が保護されていない状況 （番号５、６または７）のいずれかである場合には、ＲＡＩＤコントローラ４０ ３は、適当な記憶装置に単純に書込コマンドを発行し、記憶装置内でデータが書 き込まれるアドレスを渡す（ステップ６０５）。 現在の状態がミラーリング状態（番号１または２）のいずれかである場合には 、ＲＡＩＤコントローラ４０３は、まず、ミラーリングされたデータを含む適当 な記憶装置に書込コマンドを発行する（ステップ６１０）。その後、ＲＡＩＤコ ントローラ４０３は、ミラーリングされたデータを含むブロックのバージョン番 号フィールド５２６を増分する（ステップ６１１）。その後、ＲＡＩＤコントロ ーラ４０３は、対装置フィールド５２７からミラーリングされたデータのコピー を含む装置の装置ＩＤを見つけ、コピーを含む記憶装置に書き込みコマンドを発 行する（ステップ６１２）。完了時に、コピーを含むブロックのバージョン番号 フィールド５２６を、元のデータを含むブロックのバージョン番号と等しい値に 増分する（ステップ６１３）。 現在の状態が、パリティ保護された状態（番号３または４）のいずれかである 場合には、ＲＡＩＤコントローラ４０３は、まずデータを含む記憶装置からデー タを読み取り（ステップ６２０）、このデータと新たに書き込まれるデータの排 他的論理和をとって、一時的変更マスクを生成し（ステップ６２１）、新しいデ ータを記憶装置に書き込み、バージョン番号 フィールドを増分する（ステップ６２２）。その後、ＲＡＩＤコントローラ４０ ３は、対装置フィールド５２７からパリティを含む装置の識別を取得し、このパ リティ装置から古いパリティ・ブロックを読み取り（ステップ６２５）、この古 いパリティ・データと変更マスクの排他的論理和をとって新しいパリティ・デー タを生成し（ステップ６２６）、新しいデータをパリティ・ブロックに書き込み （ステップ６２７）、パリティ・ブロックのバージョン番号フィールドを増分す る。 その後、ＲＡＩＤコントローラ４０３は、ブロックの状態の変化が発生したか どうかを判定する。すなわち、データが、ＦＲＥＥまたはＥＭＰＴＹの状況を有 するブロックに書き込まれた場合には、その状況をＤＡＴＡに変更しなければな らない（ステップ６３０）。ブロックの状況が変化した場合、ストライプの状況 も変化している可能性がある。したがって、コントローラは、ストライプの状況 の変化が発生したかどうかを判定し、その変更を反映するようにストライプ状態 フィールド５０３を更新する（ステップ６３１）。可能な変更とそのトリガにな る事象は、第７図に関連して下で説明する。 上と第６図の読取動作および書込動作の説明は、理解しやすくするために簡略 化されており、本発明の理解に必須ではない追加の動作を読取または書込と共に 実行できることを理解されたい。具体的に言うと、ＲＡＩＤコントローラ４０３ は、性能改善のために常駐キャッシュ・メモリを有することができ、この場合、 通常は、記憶装置からの読取またはこれ への書込の前に、キャッシュの内容が検査される。その代わりに、ＲＡＩＤコン トローラ４０３で、書込動作を一時的にキャッシュ記憶するために、外部ログ記 録装置を使用することができる。 受け取った情報をＲＡＩＤ−１、ＲＡＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５フォーマッ トのいずれかで記憶できるほかに、好ましい実施形態のＲＡＩＤコントローラ４ ０３は、あるＲＡＩＤフォーマットに従ってすでに情報が記憶されているアレイ の部分を別のＲＡＩＤフォーマットに再割振りすることができるように、アレイ を再割振りすることができる。たとえば、ＲＡＩＤ−１に従って情報を記憶する ように割り振られているアレイの部分を、ＲＡＩＤ−５に従って情報を記憶する ように再割振りすることができる。アレイのその部分に記憶される情報は、その 後、ＲＡＩＤ−５に従って再フォーマットされる。 アレイの一部のあるＲＡＩＤフォーマットから別のＲＡＩＤフォーマットへの 変換をサポートするために、状態（ストライプ状態テーブル５０１に記憶される ）に、各ストライプが関連付けられ、状態変化の定義済みの組が、事前に定義さ れた事象に応答して許可される。一般に、状態変化を引き起こす事象は、いくつ かのデータ書込動作、いくつかの空間解放の要求（すなわち、既存ブロック内の データの破棄）および、ストライプのＲＡＩＤフォーマットの変更要求である。 第７図に、可能な状態と可能な状態変化を示す状態図を示す。 以下の７つの状態が定義されている。 １．ＮＥＷ ＭＩＲＲＯＲ（新規ミラー）：この状態は、ストライプに書き込 まれたデータが、ストライプに書き込まれたミラー・コピーも有することを意味 する。しかし、このストライプの少なくとも１つのブロックがＥＭＰＴＹである 。 ２．ＦＵＬＬ ＭＩＲＲＯＲ（満杯ミラー）：この状態は、ストライプのすべ てのデータがミラーリングされ、このストライプのためのＥＭＰＴＹブロックが 存在しないことを意味する。 ３．ＰＡＲＩＴＹ Ｘ（パリティＸ）：この状態は、データがパリティ保護さ れている（たとえばＲＡＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５）が、ＤＡＴＡ空間のすべ てのコピーを保持するのに十分なＦＲＥＥブロックおよびＰＡＲＩＴＹブロック が存在することを意味する。 ４．ＦＵＬＬ ＰＡＲＩＴＹ（満杯パリティ）：この状態は、データがパリテ ィ保護されており、ＤＡＴＡブロックのすべてのコピーを保持するのに十分なＦ ＲＥＥブロックおよびＰＡＲＩＴＹブロックが存在しないことを意味する。 ５．ＵＮＰＲＯＴＥＣＴＥＤ Ｘ（非保護Ｘ）：この状態は、データが保護さ れていないが、ＤＡＴＡブロックのすべてのコピーのために十分なＥＭＰＴＹブ ロックが存在することを意味する。 ６．ＵＮＰＲＯＴＥＣＴＥＤ（非保護）：この状態は、データが保護されてお らず、すべてのＤＡＴＡブロックのコピ ーのために十分なＥＭＰＴＹブロックが存在しないが、パリティ・ブロック用の ＥＭＰＴＹブロックが存在することを意味する。 ７．ＦＵＬＬ ＵＮＰＲＯＴＥＣＴＥＤ（満杯非保護）：この状態は、データ が保護されておらず、ＥＭＰＴＹブロックが存在しないことを意味する。 第７図に示された、以下の状態遷移が可能である。 １ａ この遷移は、データが書き込まれたが、ストライプ内に少なくとも１つ のＥＭＰＴＹブロックがある時に発生する。 １ｂ この遷移は、書込動作の結果として、このストライプ内にＥＭＰＴＹブ ロックがなくなった（すなわち、データが最後のＥＭＰＴＹブロックに書き込ま れ、そのブロックがＤＡＴＡブロックになった）時に発生する。この変化は、第 ８図に関連して下で完全に説明する２段階遷移（状態１から状態２を介して状態 ３へ）の一部として、ストライプ・フォーマットをパリティ保護付きに変更する コマンドの時にも発生する。この場合、ＥＭＰＴＹブロックは、コピー内で対に され、その状況はＦＲＥＥに変化する。 １ｃ この遷移は、たとえば、データ記憶用の空間を増やすためなど、ストラ イプ・フォーマットを変更するコマンドの時に限って発生する。この遷移では、 ＣＯＰＹ状況を有するストライプ内のすべてのブロックが、ＥＭＰＴＹ状況に変 更される。 ２ａ この遷移は、データがＦＲＥＥブロックの対に書き込まれる（ＤＡＴＡ およびＣＯＰＹへの状況変化を引き起こす）時に発生する。この遷移は、ブロッ ク内の空間を解放するコマンドの時にも発生する。後者の場合、ブロックの両方 のコピーがＦＲＥＥと指定される（使用可能であることが示される）が、ミラー リングは中断されない。 ２ｂ この遷移は、ストライプ・フォーマットを変更するコマンドの時に限っ て発生する。この状態変化の手順は、第８図に関連して下で完全に説明する。 ２ｃ この遷移は、ストライプ・フォーマットを変更するコマンドの時に限っ て発生する。この遷移では、ＣＯＰＹブロックのすべてが、ＥＭＰＴＹ状況に変 更される。 ３ａ この遷移は、データがＦＲＥＥブロックに書き込まれ、ＤＡＴＡへの状 況変化が発生する（下の３ｂで説明する状況を除く）時に発生する。この遷移は 、ＤＡＴＡブロック内の空間を解放し、ブロックの状態をＦＲＥＥに変化させる コマンドの時にも発生する。 ３ｂ この遷移は、データがＦＲＥＥブロックに書き込まれ、状況がＤＡＴＡ に変化し、その結果、残りのＦＲＥＥブロックとＰＡＲＩＴＹブロックがストラ イプ内のＤＡＴＡブロックのすべてをコピーするのに不十分になった時に発生す る。 ３ｃ この遷移は、ストライプ・フォーマットを変更するコマンドの時に限っ て発生する。この状態変化の手順は、第 １１図に関連して下で完全に説明する。 ３ｄ この遷移は、ストライプ・フォーマットを変更するコマンドの時に限っ て発生する。この状態変化の手順は、第１１図に関連して下で完全に説明する。 ３ｅ この遷移は、ストライプ・フォーマットを変更するコマンドの時に限っ て発生する。すべてのＰＡＲＩＴＹブロックおよびＦＲＥＥブロックがＥＭＰＴ Ｙに変更され、これらのブロックは、追加データの記憶に使用できるようになる 。 ４ａ この遷移は、データがＦＲＥＥブロックに書き込まれた時か、ＤＡＴＡ ブロック内の空間を解放するコマンドによってブロックがＦＲＥＥに変更された が、ストライプ内のＦＲＥＥブロックおよびＰＡＲＩＴＹブロックがすべてのＤ ＡＴＡブロックのコピーを保持するために十分（ミラーリング状態への遷移が可 能）でない時に発生する。 ４ｂ この遷移は、ＤＡＴＡブロックがＦＲＥＥに変更された後に、ＤＡＴＡ ブロックのすべてのコピーを保持するのに十分なＦＲＥＥブロックおよびＰＡＲ ＩＴＹブロックができた結果として発生する。 ４ｃ この遷移は、ストライプ・フォーマットを変更するコマンドの時に限っ て発生する。ＰＡＲＩＴＹブロックとＦＲＥＥブロックのすべてが、ＥＭＰＴＹ に変更される。 ５ａ この遷移は、データがＥＭＰＴＹブロックに書き込まれ、そのブロック の状況がＤＡＴＡに変更された時か、ＤＡＴＡブロック内の空間を解放するコマ ンドによってブロッ クがＤＡＴＡからＥＭＰＴＹに変更された時で、どちらかの変更の後に、ＤＡＴ Ａブロックのすべてのコピーを保持するのに十分なＥＭＰＴＹブロックがある（ ミラーリング状態への遷移が可能になった）時に発生する。 ５ｂ この遷移は、下でさらに説明するように、ストライプ・フォーマットを 変更するコマンドの時に限って発生する。 ５ｃ この遷移は、下でさらに説明するように、ストライプ・フォーマットを 変更するコマンドの時に限って発生する。 ５ｄ この遷移が発生するのは、データがＥＭＰＴＹブロックに書き込まれ、 ＥＭＰＴＹブロックの状況がＤＡＴＡに変更された時に、変更の結果としてＤＡ ＴＡ空間のすべてのコピーを保持するのに十分なＥＭＰＴＹブロックがストライ プになくなった時に発生する。 ５ｅ この遷移は、下でさらに説明するように、ストライプ・フォーマットを 変更するコマンドの時に限って発生する。 ６ａ この遷移は、データがＥＭＰＴＹブロックに書き込まれ、その状況がＤ ＡＴＡに変更された場合か、ＤＡＴＡブロック内の空間を解放するコマンドによ って、ブロックがＤＡＴＡからＥＭＰＴＹに変更された時で、どちらかの変更の 後に、パリティには十分なＥＭＰＴＹブロックがあるが、ＤＡＴＡブロックのす べてのコピーを保持するのに十分なＥＭＰＴＹブロックがない時に発生する。 ６ｂ この遷移は、ＤＡＴＡブロック内の空間を解放するコマンドによって、 ブロックがＤＡＴＡからＥＭＰＴＹに変 更された場合に、ＤＡＴＡブロックのすべてのコピーを保持するのに十分なＥＭ ＰＴＹブロックができた結果として発生する。 ６ｃ この遷移は、下でさらに説明するように、ストライプ・フォーマットを 変更するコマンドの時に限って発生する。 ６ｄ この遷移は、データが最後のＥＭＰＴＹブロックに書き込まれ、そのブ ロックの状況がＤＡＴＡに変更され、その結果、ＥＭＰＴＹブロックがなくなっ た時に発生する。 ７ａ この遷移は、ＤＡＴＡブロック内の空間を解放するコマンドによって、 ブロックがＤＡＴＡからＥＭＰＴＹに変更された時に発生する。 上で説明したように、いくつかの遷移は、ストライプ・フォーマットを変更す る「コマンドの時」に発生する。ＲＡＩＤコントローラ４０３は、ホスト・シス テム４０４からのコマンドに従ってストライプを構成することが好ましい。ホス トは、個々のストライプの構成を記録せず、ある量の記憶域がミラーリング構成 で存在し、ある量の記憶域がパリティ保護された構成で存在し、ある量の記憶域 が非保護（すなわち非冗長）構成で存在することだけを知っている。ＲＡＩＤコ ントローラ４０３は、ホスト・システム４０４からの最初の構成コマンドに対し て、適当な数のストライプをそれぞれの構成に割り振ることによって応答する。 その後、ホスト・システム４０４は、新しいデータを書き込む時に必ず、データ をミラーリングするか、パリティ保護するか、保護しないか を指定する。ＲＡＩＤコントローラ４０３は、この指定に基づいて、適当なスト ライプとブロックを選択する。ホスト・システム４０４は、たとえばより多くの 空間を解放するため、または、異なる構成のより多くの空間が必要であることが 判明したので、構成を変更する場合がある。この場合、ホスト・システム４０４ は、ＲＡＩＤコントローラ４０３に構成コマンドを送って、ある量の記憶域（ス トライプ数）を再構成することを要求する。コントローラは、現在のストライプ の状態に基づいて、再構成に適当なストライプを選択する。ＲＡＩＤコントロー ラ４０３は、最小量のデータが存在するストライプを選択することが好ましい。 たとえば、ホスト・システム４０４から、あるストライプを非保護状況からパリ ティ保護状況に変換するコマンドを受け取った場合、遷移５（ｃ）は６（ｃ）よ り好ましい。これは、同一状態の複数のストライプの間では、最大数のＥＭＰＴ Ｙブロックを有するストライプが好ましく、同数のＥＭＰＴＹブロックを有する ストライプの間では、部分的に満たされたＤＡＴＡブロック内に最大の未使用空 間を有するストライプが好ましい（ブロックの一部を割り振ることができると仮 定）からである。 代替案では、ホスト・システム４０４が、ブロックを装置とアドレスにマッピ ングし、ユーザ入力を用いるかこれなしで、どのストライプをどの形で構成する かを決定することができることを理解されたい。この場合、ＲＡＩＤコントロー ラ４０３は、ストライプの構成を変更するためのホスト・コ マンドに単純に応答するはずである。代替案では、ＲＡＩＤコントローラ４０３ が、それ自体で、所定のアルゴリズムまたは条件に従って、構成の変更を決定す ることができる。もう１つの代替案として、ユーザが、ＲＡＩＤコントローラ４ ０３に直接に構成変更を入力することができる。いくつかの遷移が構成を変更す る「コマンドの時」に行われるという説明は、構成変更をホストによって開始さ れたコマンドに制限するものと解釈してはならず、コントローラ自体、ユーザ、 または他のなんらかの方法によって生成された「コマンド」を含むものと解釈し なければならない。 第８図は、好ましい実施形態による、ＲＡＩＤ−１構造として現在フォーマッ トされているアレイの部分をＲＡＩＤ−４（５）構造に変換するために実行され るステップの流れ図である。言い換えると、ストライプの状態は、状態２から状 態３（または、状態１から状態２を介して状態３までの２段階）に変化する。こ の実施形態では、アレイに、偶数個の記憶装置が含まれ、ストライプに、各記憶 装置の１ブロックが含まれ、ストライプの各ブロックが、それぞれの記憶装置の 同一アドレス範囲に配置される。第９図は、第８図の方法を実行するためのアレ イ９００を示す図である。ＲＡＩＤ−１に従ってフォーマットされた情報は、一 般にストライプに記憶されないことに留意されたい。すなわち、ＲＡＩＤ−１に 従って編成された情報は、情報のコピーがアレイ内の別の記憶装置のどこかに常 駐することを必要とするに過ぎない。対 照的に、本発明によれば、ＲＡＩＤ−１メモリ構造内のデータのブロックは、そ のストライプを変換できるＲＡＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５ストライプと同一の 寸法を有する「ストライプ」を形成するものとして指定される。あるストライプ 内のデータのブロックは、そこに記憶されたデータの第１ブロックに関連する各 ＤＡＳＤ内の同一アドレスなど、異なるＤＡＳＤ内の関連するアドレスに記憶さ れることが好ましいことに留意されたい。しかし、本発明のもう１つの実施形態 では、あるストライプ内のデータの各ブロックを、そのデータの他のブロックの アドレスに関連しないアドレスに記憶することができる。表記を簡潔にするため に、ストライプをＲＡＩＤ−４ストライプまたはＲＡＩＤ−５ストライプのいず れかとすることができる場合に、ストライプを「ＲＡＩＤ−４（５）」ストライ プと表記する。第１０図に、第９図でＲＡＩＤ−１ストライプとして構成された ストライプ９０１がＲＡＩＤ−４（５）のストライプ１００１に変換された後の アレイ９００を示す。本発明は、以下の観察を利用する。それ自体とＸＯＲされ るデータのブロックは、すべてがＯのブロックをもたらす。すなわち、 （Ａ）ＸＯＲ（Ａ）＝０ （式１） 第９図および第１０図の例のＲＡＩＤ−１ストライプには、３対のブロックが含 まれ、各対にデータのブロックとそのデータ・ブロックのコピーが含まれるので 、任意の５つのブロックの間のＸＯＲ演算の結果は、第６のブロックと等しいブ ロックをもたらす。すなわち、 （Ａ）ＸＯＲ（Ａ’）ＸＯＲ（Ｂ）ＸＯＲ（Ｂ’）ＸＯＲ（Ｃ）＝（Ｃ’） （式２） ここで、Ａ’はＡの正確なコピー、Ｂ’はＢの正確なコピー、Ｃ’はＣの正確な コピーである。 この関係は、５つのうちの２つが５つのうちの他の２つのコピーであると仮定 すれば、５つのブロックのどれのＸＯＲをとるかに無関係に成り立つ。したがっ て、単にＲＡＩＤ−１ストライプの１つのブロック９１３の指定をＣＯＰＹから ＰＡＲＩＴＹに変更し、ブロック９０５および９０９をＣＯＰＹブロックからＦ ＲＥＥに変更することによって、ＲＡＩＤ−１ストライプが、第１０図に示され たＲＡＩＤ−４（５）ストライプに変換される。ＰＡＲＩＴＹブロックと指定さ れる特定のブロックの選択によって、ストライプがＲＡＩＤ−４ストライプとＲ ＡＩＤ−５ストライプのどちらとして構成されるかが決定されることがわかる。 単一のＲＡＩＤ−４ストライプとＲＡＩＤ−５ストライプ自体の間には区別がな いことが明白である。というのは、各ストライプ内のＰＡＲＩＴＹブロックの相 対位置によって、ＲＡＩＤ−４システムとＲＡＩＤ−５システムが区別されるか らである。 第８図からわかるように、この変換の最初のステップは、変換されるブロック の組を識別することである（ステップ８０１）。好ましい実施形態では、各スト ライプを、ＲＡＩＤ−１構成からＲＡＩＤ−４（５）構成へまたはその逆に、個 別に独立に変換することができる。各ストライプは、各ＤＡＳＤ上のあるアドレ ス範囲に配置されたすべてのブロックを含むことが好ましいので、ストライプは 、単にアドレス範囲を指定するか、ブロックのうちの１つを指定することによっ て選択される。しかし、代替案では、変換するストライプを識別するステップに 、他のものを含めることができる。たとえば、ストライプに、互いに関係のない 混合アドレスにあるブロックが含まれる場合、ストライプの識別に、ＲＡＩＤ− １ブロックの個々の対を選択するステップを含めることができる。代替案では、 記憶装置のアレイを、ストライプの事前に定義されたグループだけが選択される （たとえば、多数のブロックを含む単一の大きいアドレス範囲）ように設計する か、変換がアレイ全体に対してのみ実行されるように設計することができる。識 別は、ユーザによって手作業で行うことができ、なんらかのアルゴリズム（たと えば、最近最も使用されていない（ＬＲＵ）ストライプを選択する）に従ってソ フトウェアによって実行することができる。変換アルゴリズムでは、保留中の書 込のすべてが完了している、すなわち、各ＤＡＴＡブロックとそのそれぞれのＣ ＯＰＹブロックが同一のデータを有すると仮定する。これは、バージョン・レベ ルを検査することによって検証できる。書込動作が完了していない（バージョン ・レベルが一致しない）場合には、処理の前に書込動作を完了する。 好ましい実施形態によれば、ミラーリング状態には、状態 １（ＮＥＷ ＭＩＲＲＯＲ）および状態２（ＦＵＬＬ ＭＩＲＲＯＲ）として識 別される２つの状態がある。パリティ保護された状態（状態３、ＰＡＲＩＴＹ Ｘ）への状態遷移は、状態２からのみ許可される。したがって、ストライプが状 態１の場合には、ステップ８０２の分岐として示されるように、まずストライプ を状態２にして（遷移１ｂ）ＰＡＲＩＴＹ Ｘ状態への最終的な遷移を容易にす る必要がある。ＮＥＷ ＭＩＲＲＯＲ状態のストライプをＦＵＬＬ ＭＩＲＲＯ Ｒにするためには、ＥＭＰＴＹブロックをミラーリングする、すなわち、ＥＭＰ ＴＹブロックに記憶されたもののすべてを別のＥＭＰＴＹブロックにミラーリン グしなければならない。ＥＭＰＴＹブロックに０だけが含まれることが事前にわ かっている場合、これはすでにそうなっている。そうでない場合に、これを達成 するもっとも簡単な方法は、通常は、ＥＭＰＴＹブロックを０にすることである （その代わりに、これらを互いに対にし、データのコピーを作ることができる） （ステップ８０３）。その後、ＥＭＰＴＹブロックの状況をＦＲＥＥに変更し、 ストライプの状態をＦＵＬＬ ＭＩＲＲＯＲに変更する（ステップ８０４）。 ストライプが状態２（ＦＵＬＬ ＭＩＲＲＯＲ）の状態で、あるＤＡＳＤを選 択して、新しいＲＡＩＤ−４（５）ストライプに関連するパリティ・ブロックを 記憶する（ステップ８０６）。第９図および第１０図では、例としてブロック９ １３が選択されているが、他のブロックを選択することができ ることを理解されたい。好ましい実施形態では、ＲＡＩＤコントローラ４０３が 、パリティ・ブロックに関して事前に定義されたマッピング・アルゴリズムに従 って、パリティ・ブロックを自動的に選択する。すなわち、好ましい実施形態で は、パリティは、ＲＡＩＤ−５に従って構成され、パリティ・デバイスの台数は 、（（Ｎ−１）×Ｓ ＭＯＤ Ｎ）＋１など（Ｓはストライプ数、Ｎはアレイ内 の記憶装置の数）、単純なラウンドロビン公式によって決定される。しかし、そ の代わりに、適当なパリティ・ブロックの選択を、ユーザによって実行するか、 ホストによって実行するか、なんらかの他の判断基準を含めることができること を理解されたい。たとえば、ＲＡＩＤ−４が指定された場合、パリティを含むＤ ＡＳＤは、すでに既知であり、したがって、パリティを含むブロックは、ストラ イプの識別から既知である。パリティ・ブロックを先に選択し、その後、パリテ ィ・ブロックの選択から適当なストライプを暗示することもできる。したがって 、ステップ８０１ないし８０６は、異なる順序で実行することができ、いくつか のステップを同時に実行することもできる。 パリティ・データ記憶のために選択されたブロック９１３は、ＰＡＲＩＴＹブ ロックとして指定される（ステップ８０７）。「指定」とは、システム内でこれ がパリティ・ブロックであることを示すなんらかの記録が作られ、その結果、今 後、システムがそれをそのようなものとして認識することであることを理解され たい。好ましい実施形態では、ブロック 状況テーブル５２１のブロック状況フィールド５２５のブロック状況を更新して 、選択されたブロックがパリティ・ブロックであることを反映する、すなわち、 ブロック状況テーブル５２１のブロックの状況をＰＡＲＩＴＹに変更する。 ＰＡＲＩＴＹブロックとして指定されたブロック９１３が、以前にＤＡＴＡブ ロックであった場合（ステップ８０８）、そのＤＡＴＡブロックに関連するＣＯ ＰＹブロックを、ＤＡＴＡブロックとして指定する（ステップ８０９）。残りの ＣＯＰＹブロックのそれぞれを、ＦＲＥＥブロックとして指定する（ステップ８ １０）。最後に、ストライプの指定を、ＦＵＬＬ ＭＩＲＲＯＲ（状態２）から ＰＡＲＩＴＹ Ｘ（状態３）に変更する（ステップ８１２）。上で説明したよう に、好ましい実施形態の「指定」は、ブロック状況テーブル５２１のブロックの 状況とストライプ状態テーブル５０１のストライプの状態を変更することを意味 し、この情報は、他の形式で表現できることを理解されたい。 式２から、ＰＡＲＩＴＹブロックとしてのブロック９１３に記憶される情報は 、ストライプ１００１内の他のブロック９０３ないし９１１のそれぞれの論理的 排他的論理和に等しいことがわかり、したがって、連続する排他的論理和演算に よってパリティを計算する必要はない。さらに、２つのブロック９０５および９ ０９は、ＦＲＥＥと指定されているので、ＲＡＩＤ−１からＲＡＩＤ−４（５） への変換の後に、ストライプ１００１に追加情報を記憶することができる。 第１１図は、パリティ保護されたストライプまたは非冗長ストライプ（すなわ ち「変換ストライプ」）をミラーリングされたストライプ（ＲＡＩＤ−１）に変 換する方法を示す流れ図である。ストライプをＦＵＬＬ ＭＩＲＲＯＲ状態に変 換するためには、変換ストライプ内に、ＤＡＴＡブロックのそれぞれのコピーを 記憶するのに十分な使用可能空間が存在しなければならない。第７図の状態図に 関して具体的に言うと、状態３（ＰＡＲＩＴＹ Ｘ）または状態５（ＵＮＰＲＯ ＴＥＣＴＥＤ Ｘ）から状態２（ＦＵＬＬ ＭＩＲＲＯＲ）への状態遷移が可能 である。これらは、第７図に示された遷移３ｄおよび５ｂである。第１０図に、 ＰＡＲＩＴＹ Ｘ状態の変換ストライプであるストライプ１００１が示されてい るが、これは、ＦＵＬＬ ＭＩＲＲＯＲ状態に変換することができる。ストライ プが状態４、６または７である場合、下で説明するように、ＦＵＬＬ ＭＩＲＲ ＯＲに変換する前に、そのストライプをまず状態３または状態５にしなければな らない。したがって、パリティ保護されたストライプまたは保護されないストラ イプに情報を記憶する時には、第２ＤＡＳＤ内の第２ブロックに情報を記憶する 前に、第ＩＤＡＳＤ内の第１ブロックに書き込むことが好ましい。この形で、情 報が統合され、必要な空間を使用可能にしようとする試行のために別の処置で情 報を統合する必要がなくなる。 第１１図からわかるように、この変換の最初のステップは、変換されるブロッ クの組すなわち変換ストライプを識別する ことである（ステップ１１０１）。前に述べたように、好ましい実施形態では、 各ストライプをある構成から別の構成に個別に独立に変換することができる。ス トライプは、第８図に関して上で説明した方法のいずれかによって識別すること ができる。 その後、システムは、そのストライプ内にＤＡＴＡブロックのそれぞれのＣＯ ＰＹブロックを作成するのに十分な未使用の空間があるかどうかを検証する。具 体的に言うと、ＲＡＩＤコントローラ４０３は、ストライプ状態テーブル５０１ を参照して、ストライプ状態を判定する。状態３または状態５のいずれかのスト ライプは、十分な未使用空間を有する（ステップ１１０２）。必要なＣＯＰＹブ ロックを記憶するのに十分な空間が変換ストライプ内に存在しない（すなわち、 ストライプが状態４、状態６または状態７である）場合には、少なくともデータ の一部を、変換ストライプから別のストライプまたは、周辺記憶装置４０５（第 ４図参照）に関連するものなどの別の記憶サブシステムに再配置しなければなら ない。この処理は、第１１図ではステップ１１０３ないし１１０６として図示さ れている。システムは、まず、ＤＡＴＡブロック内の記憶域を解放できるかどう かを判定する（ステップ１１０３）。これは、たとえば、そのブロックのデータ を上書きできるか、圧縮できるか、他の位置に記憶できるかをユーザに質問する ことによって実行でき、この場合には、ユーザが選択を行う。その代わりに、Ｒ ＡＩＤコントローラ４ ０３をプログラムして、データを再配置できる使用可能ブロックについて他のス トライプを走査する、圧縮できるデータを圧縮する、または、テープに再配置す るためのブロックを選択するなどを行い、したがって、ブロックを自動的に再配 置することができる。ＲＡＩＤコントローラ４０３は、ＬＲＵなどのアルゴリズ ムを使用して、圧縮または再配置するブロックを決定することができる。ＤＡＴ Ａブロックのうちの１つを解放することが不可能な場合には、この処理は異常終 了し、変換ストライプは変換されない（ステップ１１０６）。適当な候補ブロッ クが見つかった場合には、そのブロックのデータを、適宜再配置、圧縮または無 視し、ブロック自体を、追加データの記憶のために解放する（ステップ１１０４ ）。ＲＡＩＤコントローラ４０３は、ブロック状況テーブル５２１のブロックの 状況をＦＲＥＥ（ストライプが状態４、ＦＵＬＬ ＰＡＲＩＴＹの場合）または ＥＭＰＴＹ（ストライプが状態６、ＵＮＰＲＯＴＥＣＴＥＤまたは状態７、ＦＵ ＬＬ ＵＮＰＲＯＴＥＣＥＤの場合）に変更し、ストライプ状況を更新する（ス テップ１１０５）。このブロック状況の変化は、ストライプ状況の状態３または 状態５への変化のトリガになる可能性がある。その後、このアルゴリズムはステ ップ１１０２を繰り返す。 ストライプがすでに状態３または状態５であるか、上で説明したようにストラ イプをどちらかの状態に変換できる場合（ステップ１１０２からの「ｙｅｓ」の 分岐）には、ＲＡＩ Ｄコントローラ４０３は、まず、ストライプ内のＤＡＴＡブロックのすべてをＲ ＡＭ４１０に読み取る（ステップ１１０８）。ＤＡＴＡブロックは、ＲＡＭ４１ ０に読み取られる際に、部分的に完了した書込動作として待ち行列化される、す なわち、ＤＡＴＡは書き込まれたが、ＣＯＰＹは書き込まれていない。ＲＡＩＤ コントローラ４０３は、ＥＭＰＴＹ）ＦＲＥＥおよびＰＡＲＩＴＹブロックの状 況をＣＯＰＹに変更し、対装置フィールド５２７に適当な項目を置くことによっ て、ブロック状況テーブル５２１を更新する（ステップ１１０９）。ブロックが ＲＡＭに読み込まれ、ブロックの状況がマッピングされた後に限って、ストライ プの状況がＦＵＬＬ ＭＩＲＲＯＲに変更される（ステップ１１１０）。その後 、ＲＡＩＤコントローラ４０３は、データをＲＡＭからＣＯＰＹブロックに書き 込むことによって、待ち行列化された動作を完了する（ステップ１１１２）。こ の形で、パリティ保護された状態からミラーリング状態に変換されるストライプ は、変換の進行中にＤＡＳＤのうちの１つが故障した場合でも冗長な状態に保た れる。 第１２図は、非冗長ストライプ（すなわち「変換ストライプ」）をパリティ保 護されたストライプ（ＲＡＩＤ−４またはＲＡＩＤ−５）に変換する方法を示す 流れ図である。ストライプをパリティ保護された状態に変換するためには、パリ ティを記憶するために使用可能な未使用ブロックが変換ストライプ内に１つ存在 しなければならない。第７図の状態図に 関して具体的に言うと、状態５（ＵＮＰＲＯＴＥＣＴＥＤ Ｘ）から状態３（Ｐ ＡＲＩＴＹ Ｘ）へ、または、状態６（ＵＮＰＲＯＴＥＣＴＥＤ）から状態４（ ＦＵＬＬ ＰＡＲＩＴＹ）への状態遷移が可能である。これらは、第７図に示さ れた遷移５ｃおよび６ｃである。ストライプが状態７の場合には、下で説明する ように、パリティ保護にする前に、まず状態６にしなければならない。 ステップ１２０１ないし１２０６は、上で説明したステップ１１０１ないし１ １０６に類似している。第１２図からわかるように、この変換の最初のステップ は、変換するブロックの組すなわち変換ストライプを識別することである（ステ ップ１２０１）。前に述べたように、ストライプは、個別に構成可能であり、第 ８図に関して上で説明した方法のいずれかによって識別することができる。 その後、システムは、ストライプ内にパリティを記憶するための未使用ブロッ クが存在するかどうかを検証する。具体的に言うと、ＲＡＩＤコントローラ４０ ３は、ストライプ状態テーブル５０１を参照してストライプ状態を判定する。状 態５または状態６のいずれかのストライプは、十分な未使用空間を有する（ステ ップ１２０２）。必要なＰＡＲＩＴＹブロックを記憶するのに十分な空間が変換 ストライプ内に存在しない（すなわち、ストライプが状態７である）場合には、 第１１図に関して上で説明したように、データの１ブロックを解放しなければな らない。システムは、ＤＡＴＡブロック 内の記憶域を解放できるかどうかを判定し（ステップ１２０３）、できない場合 には、処理が異常終了する（ステップ１２０６）。適当な候補ブロックが見つか った場合、そのブロック内のデータを適宜再配置、圧縮または無視し、ブロック 自体を、パリティデータの記憶のために解放する（ステップ１２０４）。ＲＡＩ Ｄコントローラ４０３は、ブロック状況テーブル５２１のブロックの状況をＥＭ ＰＴＹに変更し、ストライプ状況を更新する（ステップ１２０５）。ＥＭＰＴＹ ブロックの作成によって、ストライプ状況が状態７から状態６に変化する。この アルゴリズムは、その後、ステップ１２０２を繰り返す。 ストライプがすでに状態５または状態６であるか、上で述べたように状態６に 変換できる場合（ステップ１２０２の「ｙｅｓ」の分岐）には、ＲＡＩＤコント ローラ４０３は、まず、パリティを記憶するためのブロックを選択する（ステッ プ１２０８）。これは、第８図に関連して上で説明した方法のいずれかによって 実行できる。しかし、ＤＡＴＡブロックが選択された場合には、そのブロック内 のデータを、ＥＭＰＴＹブロックのうちの１つに再配置しなければならない。し たがって、使用可能なＥＭＰＴＹブロックを選択することが好ましい。複数のＥ ＭＰＴＹブロックが存在する場合には、適当なアルゴリズムによって、そのよう なＥＭＰＴＹブロックを選択することができる。その後、コントローラは、パリ ティの記憶のために選択されたブロック以外のストライプ内 のすべてのブロックを連続して読み取り、読み取ったブロックの累算的な排他的 論理和を生成する（ステップ１２０９）。累算的な排他的論理和は、一時的にＲ ＡＭ４１０に記憶される。すべてのブロックを読み終えた時に、結果の累算的な 排他的論理和がパリティになる。このパリティは、選択されたＰＡＲＩＴＹブロ ックに書き込まれる（ステップ１２１０）。その後、ＲＡＩＤコントローラ４０ ３は、パリティ・ブロックの状況をＰＡＲＩＴＹに変更し、すべてのＥＭＰＴＹ ブロックの状況をＦＲＥＥに変更し、対装置フィールド５２７を適宜変更するこ とによって、ブロック状況テーブル５２１を更新する（ステップ１２１１）。そ の後、コントローラは、ストライプ状態テーブル５０１の状況を、適宜ＰＡＲＩ ＴＹ ＸまたはＦＵＬＬ ＰＡＲＩＴＹに変更する（ステップ１２１２）。バー ジョン番号も、パリティが最新であることを反映するようにセットされる。 好ましい実施形態では、アレイ内の記憶装置の数が偶数であり、各ストライプ に、それぞれの記憶装置の特定のアドレス範囲のすべてのブロックが含まれる。 この配置では、ストライプのマッピングとパリティ・ブロックの判定が単純にな る。しかし、奇数の記憶装置を有するアレイを使用することが可能である。この 場合、ストライプには、記憶装置の台数より少ない偶数の個数のブロックが含ま れることが好ましい。たとえば、ストライプ内のブロック数は、Ｎが記憶装置の 数であるものとしてＮ−１とすることができる。このような構 成を、第１３図に示す。第１３図のアレイでは、データ１Ａ、コピー１Ａ、デー タ１Ｂおよびコピー１Ｂと記されたブロック（１３０１ないし１３０４）が、１ つのストライプを構成し、たとえばデータ３Ａ、コピー３Ａ、データ３Ｂおよび コピー３Ｂと記されたブロック（１３０５ないし１３０８）が、第２のストライ プを構成する。各ストライプには、偶数個のブロックが含まれるが、ブロックは 、すべてが同一のアドレスにはないことに留意されたい。このようなストライプ は、上で説明した技法を使用して、ＲＡＩＤ−４（５）フォーマットに変換する ことができ、逆変換することができる。ストライプのより複雑なマッピングを扱 うためには、データ・ディレタトリ・テーブルのなんらかの変更が必要になる場 合がある。 その代わりに、ブロックのうちの１つがＥＭＰＴＹであり、０だけを含むこと が既知である（ＥＭＰＴＹブロックの内容が未知または０以外の場合には、０を ブロックに書き込んで正しい条件にすることができる）ならば、上で説明した技 法の変形を使用して、奇数個のブロックを含むストライプをＲＡＩＤ−１からＲ ＡＩＤ−４（５）に変換することができる。これは、たとえば、新しいＤＡＳＤ が既存のアレイに追加された場合にあてはまる。この場合、ＲＡＩＤ−１に従っ て構成された１つまたは複数のブロック対と１つの空のブロックを含むように選 択されたストライプを、（ａ）パリティ・ブロック（空のブロックとすることが できる）を選択し、それ をＰＡＲＩＴＹブロックとして指定し、（ｂ）選択されたブロックがＣＯＰＹブ ロックであった場合に、他のすべてのＣＯＰＹブロックおよびＥＭＰＴＹブロッ クをＦＲＥＥとして指定し、（ｃ）選択されたブロックがＤＡＴＡブロックであ った場合に、関連するＣＯＰＹブロックをＤＡＴＡブロックとして指定し、他の すべてのＣＯＰＹブロックおよびＥＭＰＴＹブロックをＦＲＥＥとして指定し、 （ｄ）選択されたブロックがＥＭＰＴＹブロックであった場合に、すべてのＣＯ ＰＹブロックをＦＲＥＥとして指定することによって、ＲＡＩＤ−４（５）に変 換することができる。同様に、１つのブロックが対にされない状態（記憶装置の 故障に対して保護されないＦＲＥＥブロックまたはＤＡＴＡブロックのいずれか として）で、ＲＡＩＤ−１に逆変換することが可能である。 本発明の好ましい実施形態によれば、ブロックのＦＲＥＥ、ＣＯＰＹ、ＤＡＴ ＡまたはＥＭＰＴＹとしての指定は、ＲＡＩＤコントローラによって実行される 。ＲＡＩＤコントローラは、いずれもInternational Business Machines Corpor ation社が製造し配布する、IBM SSA RAID Adapter for PC Servers、PC ServeRA ID SCSI AdapterまたはＡＳ／４００ Advanced System Model ３００内のDisk Unit Controllerなどのプログラム可能装置とすることができる。その代わりに 、コントローラは、状態機械、専用ハードウェアまたはＡＳＩＣ（特定用途向け ＩＣ）とすることができる。その代わりに、記憶サブシステムの専用ＲＡＩＤコ ントローラによって実行 される機能を、コンピュータ・システムの汎用中央処理装置上で実行されるソフ トウェアによって実行することができ、この中央処理装置は、ＲＡＩＤコントロ ーラ機能の他に多数のタスクを実行する。 各ブロックの個々の指定は、新しいデータをそのブロックに書き込むことがで きるかどうかを判定し、できる場合に新しいデータをread-modify-writeアルゴ リズムに従って書き込まなければならないかどうかを判定するために、好ましい 実施形態に従って実行することができる。他の指定を使用して、類似の結果を達 成することができ、各ブロックの指定は、本発明に関係しない他の目的のために も使用できることを、当業者であれば理解するであろう。 記憶装置のアレイの制御プログラムは、磁気フロッピ・ディスク、磁気テープ 、光ディスク、集積回路チップ、または、プログラム式コンピュータによって読 み取ることのできる他の記憶装置またはメモリ装置など、コンピュータ・プログ ラム製品上に記憶されるプロセッサ実行可能命令のシーケンスとして実施できる 。 好ましい実施形態によれば、ＲＡＩＤ−１構成のブロックの組を、ＲＡＩＤ− ４構成またはＲＡＩＤ−５構成に変換でき、逆変換することができる。しかし、 ＲＡＩＤレベルおよび他の指定に無関係に、同様の特性を有する他の構成を使用 することができることを理解されたい。具体的に言うと、産業界の一部では、６ 以上のＲＡＩＤレベルが認識されている。 通常、このようなシステムは、ＲＡＩＤレベル４または５のすべての特性を有す るが、デュアル・パリティ・ブロックや追加のスペア・ブロックなどの追加機能 も有する。 第１図、第２図、第３図、第９図、第１０図および第１３図に、各装置に比較 的少数のブロックが含まれる記憶装置のアレイを示した。この少ない数は、例示 を簡単にする目的のみのために選択されたものであり、本発明を特定の数に制限 するものと解釈してはならない。少数のブロックを使用して本発明を実施するこ とが可能であるが、記憶装置のアレイのほとんどが、各記憶装置にはるかに多数 のブロックを有することを、当業者であれば理解するであろう。 本明細書で図示され、詳細に説明された、あるフォーマットに従うストライプ を別のフォーマットに従うストライプに変換するための特定のシステムおよび方 法は、上で説明した本発明の目的を達成することが完全に可能であるが、これは 本発明の好ましい実施形態であり、したがって、本発明によって広く予期される 内容を表すものであり、本発明の範囲は、当業者に明白になるであろう他の実施 形態を完全に包含し、本発明の範囲は、請求項のみによって制限されることを理 解されたい。

【手続補正書】特許法第１８４条の８第１項 【提出日】平成１０年９月２３日（１９９８．９．２３） 【補正内容】 請求の範囲 １．複数のデータ記憶装置に記憶された第１メモリ構造を前記複数のデータ記憶 装置に記憶された第２メモリ構造に変換するための方法において、 （ａ）各ブロックが前記複数のデータ記憶装置の異なるそれぞれの１つに記憶 され、前記ブロックの組が複数のブロック対を含み、各それぞれの対の両方のブ ロックが同一のデータを含む、変換されるデータのブロックの組を識別するステ ップと、 （ｂ）前記組の第１ブロックを選択するステップと、 （ｃ）前記第１ブロックに含まれるデータを変更せずに、パリティ・ブロック として前記第１ブロックを指定するステップと、 （ｄ）前記第１ブロックを含まない前記組のブロックの各対からそれぞれのブ ロックを選択するステップと、 （ｅ）置換データの記憶に使用可能として、前記第１ブロックを含まない前記 組のブロックの各対から選択された各それぞれのブロックを指定するステップと を含む方法。 ２．前記ブロックの組が、各それぞれのブロックがそれぞれのデータ記憶装置の 同一アドレスに記憶されるストライプを含む、請求項１に記載の第１メモリ構造 を第２メモリ構造に 変換するための方法。 ３．各前記データ記憶装置が、複数の前記ブロックを記憶し、前記複数のデータ 記憶装置が、複数の前記ブロックの組を含み、 データのブロックの第１組を、前記第１メモリ構造から前記第２メモリ構造へ 変換でき、それと同時に、ブロックの第２組が、前記第１メモリ構造に従って構 成されたままになる 請求項１に記載の第１メモリ構造を第２メモリ構造に変換するための方法。 ４．ブロックの各組を、前記第１メモリ構造から前記第２メモリ構造へ個別に独 立に変換することができる、請求項３に記載の第１メモリ構造を第２メモリ構造 に変換するための方法。 ５．前記第１メモリ構造が、ＲＡＩＤ−１に従って構成されたブロックの組であ り、前記第２メモリ構造が、ＲＡＩＤ−４およびＲＡＩＤ−５からなる組のうち の１つに従って構成されたブロックの組である、請求項１に記載の第１メモリ構 造を第２メモリ構造に変換するための方法。 ６．第１メモリ構造が、複数のＣＯＰＹブロックおよびＤＡＴＡブロックを含み 、各ＣＯＰＹブロックが、関連するＤＡＴＡブロックのコピーであり、各ＣＯＰ Ｙブロックが、前記関連するＤＡＴＡブロックが記憶されるＤＡＳＤと異なるＤ ＡＳＤに記憶され、第２メモリ構造が、パリティ・ブロックとパリティ保護され たブロックの組とを含み、各パリティ保 護されたブロックが、パリティ・ブロックおよび他のパリティ保護されたブロッ クのそれぞれと異なるＤＡＳＤに記憶され、 前記第１ブロックがＣＯＰＹブロックの場合に、前記第１ブロックを含まない 前記組のブロックの各対から選択された各それぞれのブロックを置換データの記 憶のために使用可能と指定する前記ステップが、各他のＣＯＰＹブロックをＦＲ ＥＥブロックと指定するステップを含み、 前記第１ブロックがＤＡＴＡブロックの場合に、前記第１ブロックを含まない 前記組のブロックの各対から選択された各それぞれのブロックを置換データの記 憶のために使用可能と指定する前記ステップが、（１）第１ブロックに関連する ＣＯＰＹブロックをＤＡＴＡブロックとして指定するステップと、（２）各他の ＣＯＰＹブロックをＦＲＥＥブロックとして指定するステップとを含む 請求項１に記載の第１メモリ構造を第２メモリ構造に変換するための方法。 ７．前記データ記憶装置が、回転式磁気ハード・ディスク駆動装置である、請求 項１に記載の第１メモリ構造を第２メモリ構造に変換するための方法。 ８．複数のデータ記憶装置と、 前記複数のデータ記憶装置に記憶された第１メモリ構造を前記複数のデータ記 憶装置に記憶された第２メモリ構造に変換するための制御プログラムを実行する 、前記複数のデータ 記憶装置の動作を制御するためのプログラム式プロセッサと を含むデータ記憶システムであって、 前記制御プログラムが、前記データ記憶システムのための状況情報を維持し、 前記制御プログラムが、変換されるデータのブロックの組の各ブロックが前記 複数のデータ記憶装置の異なるそれぞれの１つに記憶され、前記組が複数のブロ ック対を含み、各それぞれの対の両方のブロックが同一のデータを含む、変換さ れるデータのブロックの組の識別に応答して、 （ａ）前記第１ブロックに含まれるデータを変更せずに、前記ブロックの組の 第１ブロックをパリティ・ブロックとして指定するために前記状況情報を更新し 、 （ｂ）前記第１ブロックを含まない前記組のブロックの各対からのそれぞれの ブロックを、置換データの記憶に使用可能として指定するために前記状況情報を 更新する 前記データ記憶システム。 ９．前記プログラム式プロセッサが、ホスト・コンピュータ・システムに取り付 けるためのコントローラに含まれ、前記コントローラが、前記状況情報を含むた めのランダム・アクセス・メモリを含む、請求項８に記載のデータ記憶システム 。 １０．前記第１メモリ構造が、ＲＡＩＤ−１に従って構成されたブロックの組で あり、前記第２メモリ構造が、ＲＡＩＤ−４およびＲＡＩＤ−５からなる組のう ちの１つに従って構成されたブロックの組である、請求項８に記載のデータ記憶 システム。 １１．前記データ記憶装置が、回転式磁気ハード・ディスク駆動装置である、請 求項８に記載のデータ記憶システム。 １２．前記ブロックの組が、各それぞれのブロックがそれぞれのデータ記憶装置 の同一アドレスに記憶されるストライプを含む、請求項８に記載のデータ記憶シ ステム。 １３．各前記データ記憶装置が、複数の前記ブロックを記憶し、前記複数のデー タ記憶装置が、複数の前記ブロックの組を含み、 前記制御プログラムが、ブロックの第１の組を前記第１メモリ構造から前記第 ２メモリ構造へ変換し、これと同時に、ブロックの第２の組が、前記第１メモリ 構造に従って構成されたままになる 請求項８に記載のデータ記憶システム。 １４．前記制御プログラムが、ブロックの各組を前記第１メモリ構造から前記第 ２メモリ構造へ個別に独立に変換する能力を有する、請求項１３に記載のデータ 記憶システム。 １５．前記制御プログラムが、前記第１メモリ構造から前記第２メモリ構造に変 換されるデータのブロックの組の識別に応答して、前記第１ブロックを自動的に 選択する、請求項８に記載のデータ記憶システム。 １６．データ記憶システムを制御するためのコントローラであって、前記データ 記憶システムが、データを記憶するための複数のデータ記憶装置を含み、前記コ ントローラが、 前記複数のデータ記憶装置に記憶された第１メモリ構造を前記複数のデータ記 憶装置に記憶された第２メモリ構造に変換するための制御プログラムを実行する 、前記複数のデータ記憶装置の動作を制御するためのプログラム式プロセッサと 、 前記制御プログラムによって維持される状況情報を含むためのランダム・アク セス・メモリと を含み、前記制御プログラムが、データのブロックの組の各ブロックが前記複 数のデータ記憶装置のうちの異なるそれそれの１つに記憶され、前記組が複数の ブロック対を含み、各それぞれの対の両方のブロックが同一のデータを含む、変 換される前記データのブロックの組の識別に応答して、 （ａ）前記第１ブロックに含まれるデータを変更せずに、前記ブロックの組の 第１ブロックをパリティ・ブロックとして指定するために前記状況情報を更新し 、 （ｂ）前記第１ブロックを含まない前記組のブロックの各対からのそれぞれの ブロックを、置換データの記憶のために使用可能として指定するために前記状況 情報を更新する 前記コントローラ。 １７．前記第１メモリ構造が、ＲＡＩＤ−１に従って構成されたブロックの組で あり、前記第２メモリ構造が、ＲＡＩＤ−４およびＲＡＩＤ−５からなる組のう ちの１つに従って構成されたブロックの組である、請求項１６に記載のデータ記 憶システムを制御するためのコントローラ。 １８．各前記データ記憶装置が、複数の前記ブロックを記憶 し、前記複数のデータ記憶装置が、複数の前記ブロックの組を含み、 前記制御プログラムが、ブロックの第１の組を前記第１メモリ構造から前記第 ２メモリ構造へ変換し、これと同時に、ブロックの第２の組が、前記第１メモリ 構造に従って構成されたままになる 請求項１６に記載のデータ記憶システムを制御するためのコントローラ。 １９．前記制御プログラムが、ブロックの各組を前記第１メモリ構造から前記第 ２メモリ構造へ個別に独立に変換する能力を有する、請求項１８に記載のデータ 記憶システムを制御するためのコントローラ。 ２０．ディジタル処理装置によって読み取ることができ、データ記憶システムを 制御するために前記ディジタル処理装置によって実行可能な命令の制御プログラ ムを具体的に実施するプログラム記憶装置であって、前記データ記憶システムが 、データを記憶するための複数のデータ記憶装置を有し、前記プログラムが、第 １メモリ構造を第２メモリ構造に変換するための方法ステップを実行し、前記方 法ステップが、 （ａ）データのブロックの組の各ブロックが、前記複数のデータ記憶装置のう ちの異なるそれぞれの１つに記憶され、前記組が複数のブロック対を含み、各そ れぞれの対の両方のブロックが同一のデータを含む、変換されるデータのブロッ クの組の識別を受け取るステップと （ｂ）前記第１ブロックに含まれるデータを変更せずに、前記ブロックの組の 第１ブロックをパリティ・ブロックとして指定するために状況情報を更新するス テップと、 （ｃ）前記第１ブロックを含まない前記組のブロックの各対からのそれぞれの ブロックを、置換データの記憶に使用可能として指定するために前記状況情報を 更新するステップと を含む、前記プログラム記憶装置。 ２１．前記第１メモリ構造が、ＲＡＩＤ−１に従って構成されたブロックの組で あり、前記第２メモリ構造が、ＲＡＩＤ−４およびＲＡＩＤ−５からなる組のう ちの１つに従って構成されたブロックの組である、請求項２０に記載のプログラ ム記憶装置。 ２２．各前記データ記憶装置が、複数の前記ブロックを記憶し、前記複数のデー タ記憶装置が、複数の前記ブロックの組を含み、 前記制御プログラムが、データのブロックの第１の組を前記第１メモリ構造か ら前記第２メモリ構造へ変換し、それと同時に、ブロックの第２の組が、前記第 １メモリ構造に従って構成されたままになる 請求項２０に記載のプログラム記憶装置。 ２３．複数のデータ記憶装置に記憶された第１メモリ構造を前記複数のデータ記 憶装置に記憶された第２メモリ構造に変換するための方法において、 （ａ）データのブロックの組の各ブロックが、前記複数の データ記憶装置のうちの異なるそれぞれの１つに記憶され、前記組がデータを含 む複数のブロックと前記データを含む複数のブロックから導出されたパリティを 含む第１ブロックとを含む、変換されるデータのブロックの組を識別するステッ プと、 （ｂ）前記第１ブロックに含まれるデータを変更せずに、前記データを含む複 数のブロックのうちの第１のブロックに含まれるデータのコピーを含むために前 記パリティを含むブロックを選択するステップと、 （ｃ）前記パリティ・ブロック以外のデータの少なくとも１つのブロックを有 する、データのブロックの前記組の第１サブセットを、前記複数のデータのブロ ックのうちの前記第１ブロック以外のデータの少なくとも１つのブロックを有す る、データのブロックの前記組の第２サブセットに含まれるデータのコピーを含 むために、前記第２サブセットに含まれるデータを変更せずに、選択するステッ プと、 （ｄ）前記組の別のそれぞれのブロックに含まれるデータのコピーの記憶のた めに使用可能として、前記組から選択された各それぞれのブロックを指定するス テップと を含む、前記方法。 ２４．複数のデータ記憶装置と、 データ記憶システムの動作を制御するための制御プログラムを実行する、前記 複数のデータ記憶装置の動作を制御するためのプログラム式プロセッサと を含み、 前記複数のデータ記憶装置のデータが、ブロックの複数の組に編成され、組の 各ブロックが、前記複数のデータ記憶装置のうちの異なるそれぞれの１つに記憶 され、 前記制御プログラムが、複数の異なるメモリ構造に従う前記ブロックの組のフ ォーマッティングをサポートし、前記メモリ構造のうちの少なくとも１つが、冗 長データ・フォーマットであり、ブロックの第１組とブロックの第２組とが、互 いに独立にフォーマット可能であり、 前記制御プログラムによって維持される状況情報を記憶するためのランダム・ アクセス・メモリを含み、前記状況情報が、各ブロックのそれぞれのブロック状 況と、前記ブロックの第１組と前記ブロックの第２組との別々のそれぞれの組の 状況とを含み、前記組状況情報が、ブロックの各それぞれの組がそれに従って構 成されるメモリ構造の識別を含み、 前記制御プログラムが、第１メモリ構造から第２メモリ構造に変換されるデー タのブロックの組の識別に応答して、 （ａ）変換されるブロックの前記組のブロックのブロック状況情報を更新し、 （ｂ）前記ブロックの組の組状況情報を、前記組を前記第２メモリ構造に従っ て構成されたものとして識別するために更新する 前記データ記憶システム。 ２５．前記第１メモリ構造が、ＲＡＩＤ−１に従って構成さ れたブロックの組であり、前記第２メモリ構造が、ＲＡＩＤ−４およびＲＡＩＤ −５からなる組のうちの１つに従って構成されたブロックの組である、請求項２ ４に記載のデータ記憶システム。 ２６．各前記ブロックの組が、各それぞれのブロックがそれぞれのデータ記憶装 置の同一アドレスに記憶されるストライプを含む、請求項２４に記載のデータ記 憶システム。 ２７．前記状況情報が、前記複数のブロックの組の各それぞれの組の別々のそれ ぞれの組の状況を含み、前記複数のブロックの組のブロックの組のそれぞれが、 前記複数のブロックの組の他のブロックの組から独立に、個別に、それぞれのメ モリ構造に従って構成可能である、請求項２４に記載のデータ記憶システム。

───────────────────────────────────────────────────── 【要約の続き】 ＴＹブロック（８０６ないし８０７）として指定し、い くつかの状況情報（８０８ないし８１２）を変更するこ とによって、パリティ保護された状態に変換される。こ の場合、データの移動は不要である。非冗長ストライプ またはパリティ保護されたストライプをミラーリングさ れたストライプ（１１０２ないし１１１２、１２０２な いし１２１２）に変換することも可能である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．複数のデータ記憶装置に記憶された第１メモリ構造を前記複数のデータ記憶 装置に記憶された第２メモリ構造に変換するための方法において、 （ａ）各ブロックが前記複数のデータ記憶装置の異なるそれぞれの１つに記憶 され、前記ブロックの組が複数のブロック対を含み、各それぞれの対の両方のブ ロックが同一のデータを含む、変換されるデータのブロックの組を識別するステ ップと、 （ｂ）前記組の第１ブロックを選択するステップと、 （ｃ）パリティ・ブロックとして前記第１ブロックを指定するステップと、 （ｄ）前記第１ブロックを含まない前記組のブロックの各対からそれぞれのブ ロックを選択するステップと、 （ｅ）置換データの記憶に使用可能として、前記第１ブロックを含まない前記 組のブロックの各対から選択された各それぞれのブロックを指定するステップと を含む方法。 ２．前記ブロックの組が、各それぞれのブロックがそれぞれのデータ記憶装置の 同一アドレスに記憶されるストライプを含む、請求項１に記載の第１メモリ構造 を第２メモリ構造に変換するための方法。 ３．各前記データ記憶装置が、複数の前記ブロックを記憶し、 前記複数のデータ記憶装置が、複数の前記ブロックの組を含み、 データのブロックの第１組を、前記第１メモリ構造から前記第２メモリ構造へ 変換でき、それと同時に、ブロックの第２組が、前記第１メモリ構造に従って構 成されたままになる 請求項１に記載の第１メモリ構造を第２メモリ構造に変換するための方法。 ４．ブロックの各組を、前記第１メモリ構造から前記第２メモリ構造へ個別に独 立に変換することができる、請求項３に記載の第１メモリ構造を第２メモリ構造 に変換するための方法。 ５．前記第１メモリ構造が、ＲＡＩＤ−１に従って構成されたブロックの組であ り、前記第２メモリ構造が、ＲＡＩＤ−４およびＲＡＩＤ−５からなる組のうち の１つに従って構成されたブロックの組である、請求項１に記載の第１メモリ構 造を第２メモリ構造に変換するための方法。 ６．第１メモリ構造が、複数のＣＯＰＹブロックおよびＤＡＴＡブロックを含み 、各ＣＯＰＹブロックが、関連するＤＡＴＡブロックのコピーであり、各ＣＯＰ Ｙブロックが、前記関連するＤＡＴＡブロックが記憶されるＤＡＳＤと異なるＤ ＡＳＤに記憶され、第２メモリ構造が、パリティ・ブロックとパリティ保護され たブロックの組とを含み、各パリティ保護されたブロックが、パリティ・ブロッ クおよび他のパリティ保護されたブロックのそれぞれと異なるＤＡＳＤに記憶さ れ、 前記第１ブロックがＣＯＰＹブロックの場合に、前記第１ブロックを含まない 前記組のブロックの各対から選択された各それぞれのブロックを置換データの記 憶のために使用可能と指定する前記ステップが、各他のＣＯＰＹブロックをＦＲ ＥＥブロックと指定するステップを含み、 前記第１ブロックがＤＡＴＡブロックの場合に、前記第１ブロックを含まない 前記組のブロックの各対から選択された各それぞれのブロックを置換データの記 憶のために使用可能と指定する前記ステップが、（１）第１ブロックに関連する ＣＯＰＹブロックをＤＡＴＡブロックとして指定するステップと、（２）各他の ＣＯＰＹブロックをＦＲＥＥブロックとして指定するステップとを含む 請求項１に記載の第１メモリ構造を第２メモリ構造に変換するための方法。 ７．前記データ記憶装置が、回転式磁気ハード・ディスク駆動装置である、請求 項１に記載の第１メモリ構造を第２メモリ構造に変換するための方法。 ８．複数のデータ記憶装置と、 前記複数のデータ記憶装置に記憶された第１メモリ構造を前記複数のデータ記 憶装置に記憶された第２メモリ構造に変換するための制御プログラムを実行する 、前記複数のデータ記憶装置の動作を制御するためのプログラム式プロセッサと を含むデータ記憶システムであって、 前記制御プログラムが、前記データ記憶システムのための状況情報を維持し、 前記制御プログラムが、変換されるデータのブロックの組の各ブロックが前記 複数の記憶装置の異なるそれぞれの１つに記憶され、前記組が複数のブロック対 を含み、各それぞれの対の両方のブロックが同一のデータを含む、前記変換され るデータのブロックの前記組の識別に応答して、 （ａ）前記ブロックの組の第１ブロックをパリティ・ブロックとして指定する ために前記状況情報を更新し、 （ｂ）前記第１ブロックを含まない前記組のブロックの各対からのそれぞれの ブロックを、置換データの記憶に使用可能として指定するために前記状況情報を 更新する 前記データ記憶システム。 ９．前記プログラム式プロセッサが、ホスト・コンピュータ・システムに取り付 けるためのコントローラに含まれ、前記コントローラが、前記状況情報を含むた めのランダム・アクセス・メモリを含む、請求項８に記載のデータ記憶システム 。 １０．前記第１メモリ構造が、ＲＡＩＤ−１に従って構成されたブロックの組で あり、前記第２メモリ構造が、ＲＡＩＤ−４およびＲＡＩＤ−５からなる組のう ちの１つに従って構成されたブロックの組である、請求項８に記載のデータ記憶 システム。 １１．前記データ記憶装置が、回転式磁気ハード・ディスク駆動装置である、請 求項８に記載のデータ記憶システム。 １２．前記ブロックの組が、各それぞれのブロックがそれぞれのデータ記憶装置 の同一アドレスに記憶されるストライプを含む、請求項８に記載のデータ記憶シ ステム。 １３．各前記データ記憶装置が、複数の前記ブロックを記憶し、前記複数のデー タ記憶装置が、複数の前記ブロックの組を含み、 前記制御プログラムが、ブロックの第１の組を前記第１メモリ構造から前記第 ２メモリ構造へ変換し、これと同時に、ブロックの第２の組が、前記第１メモリ 構造に従って構成されたままになる 請求項８に記載のデータ記憶システム。 １４．前記制御プログラムが、ブロックの各組を前記第１メモリ構造から前記第 ２メモリ構造へ個別に独立に変換する能力を有する、請求項１３に記載のデータ 記憶システム。 １５．前記制御プログラムが、前記第１メモリ構造から前記第２メモリ構造へ変 換されるデータのブロックの組の識別に応答して、前記第１ブロックを自動的に 選択する、請求項８に記載のデータ記憶システム。 １６．データ記憶システムを制御するためのコントローラであって、前記データ 記憶システムが、データを記憶するための複数のデータ記憶装置を含み、前記コ ントローラが、 前記複数のデータ記憶装置に記憶された第１メモリ構造を前記複数のデータ記 憶装置に記憶された第２メモリ構造に変換するための制御プログラムを実行する 、前記複数のデータ 記憶装置の動作を制御するためのプログラム式プロセッサと、 前記制御プログラムによって維持される状況情報を含むためのランダム・アク セス・メモリと を含み、前記制御プログラムが、データのブロックの組の各ブロックが前記複 数のデータ記憶装置のうちの異なるそれぞれの１つに記憶され、前記組が複数の ブロック対を含み、各それぞれの対の両方のブロックが同一のデータを含む、変 換されるデータのブロックの組の識別に応答して、 （ａ）前記ブロックの組の第１ブロックをパリティ・ブロックとして指定する ために前記状況情報を更新し、 （ｂ）前記第１ブロックを含まない前記組のブロックの各対からのそれぞれの ブロックを、置換データの記憶のために使用可能として指定するために前記状況 情報を更新する 前記コントローラ。 １７．前記第１メモリ構造が、ＲＡＩＤ−１に従って構成されたブロックの組で あり、前記第２メモリ構造が、ＲＡＩＤ−４およびＲＡＩＤ−５からなる組のう ちの１つに従って構成されたブロックの組である、請求項１６に記載のデータ記 憶システムを制御するためのコントローラ。 １８．各前記データ記憶装置が、複数の前記ブロックを記憶し、前記複数のデー タ記憶装置が、複数の前記ブロックの組を含み、 前記制御プログラムが、ブロックの第１の組を前記第１メモリ構造から前記第 ２メモリ構造へ変換し、これと同時に、 ブロックの第２の組が、前記第１メモリ構造に従って構成されたままになる 請求項１６に記載のデータ記憶システムを制御するためのコントローラ。 １９．前記制御プログラムが、ブロックの各組を前記第１メモリ構造から前記第 ２メモリ構造へ個別に独立に変換する能力を有する、請求項１８に記載のデータ 記憶システムを制御するためのコントローラ。 ２０．ディジタル処理装置によって読み取ることができ、データ記憶システムを 制御するために前記ディジタル処理装置によって実行可能な命令の制御プログラ ムを具体的に実施するプログラム記憶装置であって、前記データ記憶システムが 、データを記憶するための複数のデータ記憶装置を有し、前記プログラムが、第 １メモリ構造を第２メモリ構造に変換するための方法ステップを実行し、前記方 法ステップが、 （ａ）前記第１メモリ構造から前記第２メモリ構造に変換されるデータのブロ ックの組の各ブロックが、前記複数のデータ記憶装置のうちの異なるそれぞれの １つに記憶され、前記組が複数のブロック対を含み、各それぞれの対の両方のブ ロックが同一のデータを含む、変換されるデータのブロックの組の識別を受け取 るステップと （ｂ）前記ブロックの組の第１ブロックをパリティ・ブロックとして指定する ために状況情報を更新するステップと、 （ｃ）前記第１ブロックを含まない前記組のブロックの各 対からのそれぞれのブロックを、置換データの記憶に使用可能として指定するた めに前記状況情報を更新するステップと を含む、前記プログラム記憶装置。 ２１．前記第１メモリ構造が、ＲＡＩＤ−１に従って構成されたブロックの組で あり、前記第２メモリ構造が、ＲＡＩＤ−４およびＲＡＩＤ−５からなる組のう ちの１つに従って構成されたブロックの組である、請求項２０に記載のプログラ ム記憶装置。 ２２．各前記データ記憶装置が、複数の前記ブロックを記憶し、前記複数のデー タ記憶装置が、複数の前記ブロックの組を含み、 前記制御プログラムが、データのブロックの第１の組を前記第１メモリ構造か ら前記第２メモリ構造へ変換し、それと同時に、ブロックの第２の組が、前記第 １メモリ構造に従って構成されたままになる 請求項２０に記載のプログラム記憶装置。 ２３．複数のデータ記憶装置に記憶された第１メモリ構造を前記複数のデータ記 憶装置に記憶された第２メモリ構造に変換するための方法において、 （ａ）データのブロックの組の各ブロックが、前記複数のデータ記憶装置のう ちの異なるそれぞれの１つに記憶され、前記組がデータを含む複数のブロックと 前記データを含む複数のブロックから導出されたパリティを含む第１ブロックと を含む、変換されるデータのブロックの組を識別するステッ プと、 （ｂ）前記データを含む複数のブロックのうちの第１のブロックに含まれるデ ータのコピーを含むために前記パリティを含むブロックを選択するステップと、 （ｃ）前記データを含む組のうちの少なくとも１つのブロックに含まれるデー タのコピーを含むために、前記ブロックの組のうちの少なくとも１つの他のブロ ックを選択するステップと、 （ｄ）前記組の別のそれぞれのブロックに含まれるデータのコピーの記憶のた めに使用可能として、前記組から選択された各それぞれのブロックを指定するス テップと を含む、前記方法。 ２４．複数のデータ記憶装置と、 データ記憶システムの動作を制御するための制御プログラムを実行する、前記 複数のデータ記憶装置の動作を制御するためのプログラム式プロセッサと を含み、 前記複数のデータ記憶装置のデータが、ブロックの複数の組に編成され、組の 各ブロックが、前記複数のデータ記憶装置のうちの異なるそれぞれの１つに記憶 され、 前記制御プログラムが、複数の異なるメモリ構造に従う前記ブロックの組のフ ォーマッティングをサポートし、前記メモリ構造のうちの少なくとも１つが、冗 長データ・フォーマットであり、ブロックの第１組とブロックの第２組とが、互 いに独立にフォーマット可能であり、 前記制御プログラムによって維持される状況情報を記憶するためのランダム・ アクセス・メモリを含み、前記状況情報が、各ブロックのそれぞれのブロック状 況と、前記ブロックの第１組と前記ブロックの第２組との別々のそれぞれの組の 状況とを含み、前記組状況情報が、ブロックの各それぞれの組がそれに従って構 成されるメモリ構造の識別を含み、 前記制御プログラムが、第１メモリ構造から第２メモリ構造に変換されるデー タのブロックの組の識別に応答して、 （ａ）変換されるブロックの前記組のブロックのブロック状況情報を更新し、 （ｂ）前記ブロックの組の組状況情報を、前記組を前記第２メモリ構造に従っ て構成されたものとして識別するために更新する 前記データ記憶システム。 ２５．前記第１メモリ構造が、ＲＡＴＤ−１に従って構成されたブロックの組で あり、前記第２メモリ構造が、ＲＡＩＤ−４およびＲＡＩＤ−５からなる組のう ちの１つに従って構成されたブロックの組である、請求項２４に記載のデータ記 憶システム。 ２６．各前記ブロックの組が、各それぞれのブロックがそれぞれのデータ記憶装 置の同一アドレスに記憶されるストライプを含む、請求項２４に記載のデータ記 憶システム。 ２７．前記状況情報が、前記複数のブロックの組の各それぞ れの組の別々のそれぞれの組の状況を含み、前記複数のブロックの組のブロック の組のそれぞれが、前記複数のブロックの組の他のブロックの組から独立に、個 別に、それぞれのメモリ構造に従って構成可能である、請求項２４に記載のデー タ記憶システム。