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JP2959901B2 - 記憶装置の冗長アレイおよびオンライン再構成方法 - Google Patents

記憶装置の冗長アレイおよびオンライン再構成方法

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Publication number
JP2959901B2
JP2959901B2 JP3339291A JP33929191A JP2959901B2 JP 2959901 B2 JP2959901 B2 JP 2959901B2 JP 3339291 A JP3339291 A JP 3339291A JP 33929191 A JP33929191 A JP 33929191A JP 2959901 B2 JP2959901 B2 JP 2959901B2
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チャールズ スタリモ デビッド
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II EMU SHII CORP
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Publication date
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    • G—PHYSICS
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    • G11B20/10—Digital recording or reproducing
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    • G11B20/1833—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs by adding special lists or symbols to the coded information
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
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    • G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
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  • Physics & Mathematics (AREA)
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  • General Physics & Mathematics (AREA)
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  • Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は，コンピュータシステム
データ記憶装置，特に，冗長アレイシステム内の故障記
憶装置のオンライン再構成方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】典型的なデータ処理装置は，一般に，中
央処理装置（以下，ＣＰＵと呼ぶ）に直接接続される，
又は制御装置と回線を通して接続される１つ以上の記憶
装置を含む。これらの記憶装置の機能は，ＣＰＵが特定
のデータ処理タスクを遂行するに当たり使用するデータ
及びプログラムを記憶することである。
【０００３】現在のデータ処理システムにおいては，種
々の型式の記憶装置が使用される。典型的なシステム
は，データを記憶するためにそれぞれの制御装置を通し
てこのシステムに接続される１つ以上の大容量テープ装
置及び（又は）ディスク装置（磁気，光学，又は半導体
ディスク装置）を含む。
【０００４】しかしながら，もしこれらの大容量記憶装
置の１つが故障するならば，その装置に含まれた情報が
そのシステムにとってもはや利用可能ではなくなるとい
うような問題が存在する。
【０００５】先行技術は，信頼性あるデータ記憶を備え
るという課題を解決するいくつかの方法を提案してい
る。記憶が比較的少量であるシステムにおいては，記憶
装置内に記憶された各データに付加されている誤り訂正
コード（ＥＣＣ）シンドロームビットを発生する誤り訂
正コードを使用することが，可能である。このようなコ
ードで以て，誤まって読み出される少量のデータを訂正
することが可能である。しかしながら，このようなコー
ドは，誤りのある長い記録を訂正する又は再生するに
は，一般に適しておらず，もし丸ごと記憶装置が故障し
ているならば全く修復を施し得ない。したがって，個々
の記憶装置の外部にデータ信頼性を備える必要性が存在
する。
【０００６】このような“外部”信頼性へ向けての他の
手法は，先行技術に記載されている。米国，バークレ
イ，カルフォルニヤ大学の研究グループは，“安価なデ
ィスクの冗長アレイ（ＲＡＩＤ）の場合（A Case for R
edundant Arrays of Inexpensive Disks (RAID）”と題
する論文，ペターソン（Partterson）他，米国計算機学
会データ管理専門グループ技術報告（Proc. ACM SIGMO
D）１９８８年６月号において記憶装置としてディスク
装置を使用するときこのような信頼性を備えるためのか
なりの数の異なる手法を挙げている。ディスク装置のア
レイは，（安価なディスクの冗長アレイに対する）頭辞
語“ＲＡＩＤ”の下に，５つのアーキテクチャの１つで
特徴付けられている。
【０００７】ＲＡＩＤ１アーキテクチャは，“ミラー”
記憶装置の二重集合を備えかつ記憶装置の各対上の全て
のデータの二重複写を維持することを含む。このような
解決は信頼性の問題を解決するけれども，記憶コストを
倍増する。ＲＡＩＤ１アーキテクチャのいくつかは，す
でに作成されいる。特に，タンデム社（Tandem Corpor
ation）によって作成されている。
【０００８】ＲＡＩＤ２アーキテクチャは，分離ディス
ク装置上に，各データ語の各ビットに加えて，各語に対
する誤り検出及び訂正（以下，ＥＤＣと呼ぶ）ビットを
記憶する（これは，“ビットストリッピング”としても
知られている）。例えば，フローラ（Flora ）他に交付
さた米国特許第４，７２２，０８５号は，異常に広い障
害許容範囲及び極めて広いデータ転送帯域幅を有する大
規模，大容量ディスク装置として機能するように，複数
の比較的小形の独立に動作するディスクサブシステムを
使用するディスク装置メモリを開示している。データ編
成装置は，７ＥＤＣビット（周知のハミングコードを使
用することによって決定される）を各３２ビットデータ
語に付加して，ＥＤＣ能力を備えるようにしている。こ
の結果の３９ビット語は，ディスク装置当たり１ビット
ずつ，３９のディスク装置に書き込まれる。もしこれら
のディスク装置の１つが故障するならば，各３９ビット
語の残りの３８ビットは，各データ語がこれらのディス
ク装置から読み出される際に，語から語へ各３２ビット
データ語を再構成するように使用され，これによって故
障許容範囲を得るようにしている。
【０００９】このようなシステムの明白な欠点は，（最
大のコンピュータが３２ビット語を使用するから）最小
システムに要求されるディスク装置の大きな数及びＥＤ
Ｃビット記憶するのに要求されるディスク装置の比較的
高い比である（７対３９）。さらに，ＲＡＩＤ２アーキ
テクチャのディスク装置メモリシステムの制約は，個々
のディスク装置アクチュエータが各データブロックの書
込み動作に一致して動作させられ，このブロックのビッ
トがこれらのディスク装置の全てに亘り分布されるとい
うことである。この配置が広いデータ転送帯域幅を有す
るのは，個々のディスク装置がデータブロックの部分を
転送し，その正味効果として，単一ディスク装置がこの
ブロックをアクセスするとしたならば要するであろうよ
りは遥かに速く全ブロックがそのコンピュータシステム
に利用可能とされるからである。このことは，大形デー
タブロックに対しては有利である。しかしながら，この
配置は，また反面，全記憶装置に対して単一読出し書込
みヘッドアクチュエータのみしか有効に備えられない。
この“単一”アクチュエータによって一時に１つのデー
タファイルしかアクセスすることはできないから，この
ことが，データファイルが小形のときにこのディスク装
置のアレイのランダムアクセス性能に不利に影響する。
それゆえ，多数の小形データファイルへの極めて多数の
ランダムアクセスが大量のデータ記憶及び転送動作を含
む銀行，金融，及び予約システムにおけるような，オン
ライントランザクション処理（以下，ＯＬＴＰと呼ぶ）
に対して設計されたコンピュータシステムに対して，Ｒ
ＡＩＤ２アーキテクチャシステムは，一般に，適当であ
るとは考えられない。
【００１０】ＲＡＩＤ３アーキテクチャは，各ディスク
装置が故障又はデータ誤りを検出する内部手段を有する
という構想に基づいている。したがって，誤り箇所を検
出する追加情報を記憶する必要はなく，簡単な形のパリ
ティに基づく誤り訂正を使用することができる。この手
法においては，故障を受けた全ての記憶装置の内容が，
“排他的論理和（以下，ＸＯＲと呼ぶ）”される結果，
パリティ情報を発生する。この結果のパリティ情報は，
単一冗長記憶装置に記憶される。もし１つの記憶装置が
故障するならば，この装置上のデータを，残りの記憶装
置からのデータとパリティ情報とをＸＯＲすることによ
って置換記憶装置上に再構成することができる。このよ
うな配置は，１つの追加記憶装置のみが“Ｎ”の記憶装
置に対して要求されるに過ぎないという点においてミラ
ーディスク記憶装置ＲＡＩＤ１アーキテクチャより有利
である。ＲＡＩＤ３アーキテクチャのさらに態様は，デ
ィスク装置が，ＲＡＩＤ２アーキテクチャシステムと同
じように結合されて動作させられ，かつ単一ディスク装
置がパリティ装置として指定されるということである。
【００１１】ＲＡＩＤ３アーキテクチャの１つの実現
は，マイクロポール社並列駆動装置アレイ（Micropolls
Corporation Pararell Drive Array ），モデル１
８０４ＳＣＩＣであり，これは４つの並列，同期化ディ
スク装置及び１つの冗長パリティ装置を使用する。これ
ら４つのディスク装置の１つの故障は，このパリティ装
置上に記憶されているパリティビットを使用することに
よって修復される。ＲＡＩＤ３アーキテクチャシステム
の他の例は，オーウチ（Ouchi ）に交付された米国特許
第４，０９２，７３２号に記載されている。ＲＡＩＤ３
アーキテクチャのディスク装置メモリシステムは，ＲＡ
ＩＤ２アーキテクチャシステムよりも遥かに低い冗長装
置対データ装置比を有する。しかしながら，ＲＡＩＤ３
アーキテクチャシステムは，個々のディスク装置アクチ
ュエータが結合され，一致して動作させられるという点
において，ＲＡＩＤ２アーキテクチャシステムと同じ性
能を有する。この“単一”アクチュエータによって一時
に１つのデータファイルしかアクセスすることはできな
いから，このことが，データファイルが小形のときにこ
のディスク装置のアレイのランダムアクセス性能に不利
に影響する。したがって，ＲＡＩＤ３アーキテクチャシ
ステムは，ＯＬＴＰ目的に設計されたコンピュータに対
しては，一般に，適当であると考えられない。
【００１２】ＲＡＩＤ４アーキテクチャは，ＲＡＩＤ３
アーキテクチャと同じパリティ誤り訂正構想を使用する
が，しかし，個々のディスク装置アクチュエータの動作
を“非結合する”，及び各ディスクに対する比較的大き
い最少量のデータ（典型的には，ディスクセクタ）を読
み出し書き込みする（これはブロックストリッピングと
しても知られている）ことによって，小形ファイルのラ
ンダム読出しに関してＲＡＩＤ３アーキテクチャの性能
を改善している。ＲＡＩＤ４アーキテクチャのさらに態
様は，単一記憶装置がパリティ装置として指定されると
いうことである。
【００１３】ＲＡＩＤ４アーキテクチャシステムの制約
は，独立に動作するデータ記憶装置のどれかへのデータ
ブロックの書込みが，そのパリティ装置への新しいパリ
ティブロックの書込みを必要とすることである。このパ
リティ装置に記憶されたパリティ情報を読み出し，かつ
（古いデータの内容情報を“除去”するために）古いデ
ータとＸＯＲし，次いで，（新しいパリティ情報を生じ
るために）この結果の和を新しいデータとＸＯＲしなけ
ればならない。次いで，このデータとパリティ記録をこ
のディスク装置に書き込まなければならない。このプロ
セスは，普通，“読出し−変更−書込み”シーケンスと
呼ばれる。
【００１４】したがって，パリティ装置上に記録された
パリティによって適用を受けるデータ記憶装置のどれか
の上で記録が変化しても，その各度に単一パリティ装置
上での読出し及び書込みが起こる。多重データ記憶装置
の並列動作によって与えられる高速アクセス速度に反し
て，時間単位当たり行われる記録の変化数はこのパリテ
ィ装置のアクセス速度の関数であるから，このパリティ
装置はデータ書込み動作の隘路になる。この制約のゆえ
に，ＲＡＩＤ４アーキテクチャシステムは，ＯＬＴＰ目
的に設計されたコンピュータシステムに対して，一般
に，適当であるとは考えられない。事実，確かであるの
は，ＲＡＩＤ４アーキテクチャシステムがいかなる商用
目的にも実現されていないということである。
【００１５】ＲＡＩＤ５アーキテクチャシステムは，Ｒ
ＡＩＤ４アーキテクチャシステムと同じパリティ誤り訂
正構想を使用するが，データ及びパリティ情報を利用可
能なディスク装置の全てに亘り分布することによってＲ
ＡＩＤ４アーキテクチャシステムの書込み性能を改善し
ている。典型的に，１つの集合内の“Ｎ＋１”の記憶装
置（“冗長グループ”としても知られている）は，ブロ
ックと称される複数の同等の寸法のアドレス領域に分割
される。各記憶装置は，一般に，同じ数のブロックを含
む。同じ記憶装置アドレス値域を有する冗長グループ内
の各記憶装置からのブロックは，“ストライプ”と称さ
れる。各ストライプは，Ｎのデータブロックに加えて，
１つのパリティブロックを１つの記憶装置上に有し，こ
のパリティブロックはこのストライプの残りの部分に対
するパリティを含む。さらに，ストライプは，各々，パ
リティブロックを有し，これらのパリティブロックは互
いに異なる記憶装置上に分布されている。したがって，
冗長グループ内のデータの各変更に関連したパリティ更
新活動は，異なる記憶装置に亘り分布される。単一記憶
装置が，パリティ更新活動の全てを負担するということ
はない。
【００１６】例えば，５つのディスク装置を含むＲＡＩ
Ｄ５アーキテクチャシステムにおいて，ブロックの第１
ストライプに対するパリティ情報は第５ディスク装置に
書き込まれ，ブロックの第２ストライプに対するパリテ
ィ情報は第４ディスク装置に書き込まれ，ブロックの第
３ストライプに対するパリティ情報は第３ディスク装置
に書き込まれる，等々である。後続ストライプに対する
パリティブロックは，典型的に，ら旋パターン（もっと
も他のパターンも使用されるが）に従ってこれらのディ
スク装置をたどって，“首振り運動前進”する。
【００１７】したがって，そのパリティ情報を記憶する
ために単一ディスク装置が使用されることはなく，ＲＡ
ＩＤ４アーキテクチャの隘路は除去される。ＲＡＩＤ５
アーキテクチャシステムの例は，クラーク（Clark ）他
に交付された米国特許第４，７６１，７８５号に記載さ
れている。
【００１８】ＲＡＩＤ４アーキテクチャシステムにおけ
るように，ＲＡＩＤ５アーキテクチャシステムの制約
は，データブロック内の変化が，２つの読出し動作及び
２つの書込み動作を含む読出し−変更−書込みシーケン
スを必要とするということ，すなわち，古いパリティブ
ロック及び古いデータブロックを読み出しかつＸＯＲし
なければならず，次いで，この結果の和を新しいデータ
とＸＯＲしなければならないということである。次い
で，データブロック及びパリティブブロックの両方を，
これらのディスク装置に再書込みしなければならない。
２つの読出し動作を並列に行うことができ，同じように
２つの書込み動作もできるけれども，ＲＡＩＤ４又はＲ
ＡＩＤ５アーキテクチャシステムにおけるブロックの変
更は，依然として従来ディスク上におけるのと同じ動作
よりも実質的に長くかかる。従来ディスクは，予備読出
し動作を要せず，したがって，書込み動作を遂行するた
めに，先の位置への戻り回転をディスク装置に待機させ
なければならない。この回転待ち時間だけで，典型的デ
ータ変更動作に要する時間の約５０％に達することがあ
る。さらに，２つのディスク装置が各データ変更動作の
所用時間中に動作に係わり，これが全体としてそのシス
テムの処理能力を制約する。
【００１９】この書込み性能上の不利にかかわらず，Ｒ
ＡＩＤ５アーキテクチャシステムは，これらが，冗長に
対する低間接費，優れた読出し性能，及び優れた書込み
性能を備えることから，ますます一般化している。
【００２０】ＲＡＩＤ５アーキテクチャは，ＯＬＰＴコ
ンピュータシステム内に特に利用されている。多くのＯ
ＬＰＴシステムは，高稼働率システムでなければなら
ず，このことは，そのシステムの全面的故障が低確率で
あるということを意味する。高稼働率は，構成要素の故
障がシステムケイパビリティを低下することはあって
も，しかしシステム全体の故障は起こすには至らない所
の，低平均修復時間（ＭＴＴＲ）を持つ耐故障設計，及
び“ステージ形”劣化設計を有する高信頼性構成要素を
使用することによって，達成される。
【００２１】ＲＡＩＤアーキテクチャシステムの主特徴
は耐故障であるが，このようなケイパビリティのみでは
高稼働率システムを保証しない。もしある記憶装置が故
障するならば，その故障記憶装置が置換されかつこの装
置上の情報が回復されるまでは，全体システム動作は継
続することができない。ある記憶装置がＲＡＩＤアーキ
テクチャ内で故障すると，その技術の教示する所によれ
ば，置換記憶装置がこの故障記憶装置に対して代入され
（１つ以上の予備装置の集合から手動又は電子的のいず
れかでスイッチ挿入されて），かつその冗長グループ内
の残りの記憶装置からの各パリティブロックを全ての対
応するデータブロックとＸＯＲすることによってこの置
換記憶装置上に“喪失”データが再構成される。この動
作は，もし冗長グループ全体がこの故障装置の再構成に
専用されるならば，直線的である。しかしながら，確か
であるのは，この技術が，全体システム動作を開始でき
る前に分離手順として置換記憶装置上にデータを回復す
ることを教示又は提案しているということである。この
ような再構成方法は，高稼働率を提供することはない。
【００２２】
【発明が解決しようとする課題】したがって，知られて
いる限り，上の技術は冗長グループ全体へのオンライン
アクセスの実施を続ける間に，ＲＡＩＤアーキテクチャ
内の故障記憶装置を再構成することを教示していない。
【００２３】したがって，システム全体の動作が正常に
続行している間に，故障記憶装置の再構成を“オンライ
ン”で行うことのできるＲＡＩＤアーキテクチャシステ
ムを得ることが，高く要望されている。また，再構成動
作の進行中に停電があっても耐えることができ，ＣＰＵ
に対して決して不良データを正常データとして与えない
ことが要望される。
【００２４】本発明は，このようなシステムを提供す
る。
【００２５】
【課題を解決するための手段】本発明は，故障ＲＡＩＤ
アーキテクチャデータ記憶装置のオンライン再構成方法
を提供する。その故障記憶装置に対する置換記憶装置を
供給した後，再構成タスクがそのアレイに対して開始す
る。一般的再構成は，（データブロックとこれに対応す
るパリティブロック又はリードソロモンコードとのＸＯ
Ｒ動作のような）誤り訂正動作をその冗長グループ内の
残り記憶装置からのデータブロックに加え，かつその結
果をこの置換記憶装置の対応するブロック内に記憶する
ことを含む。
【００２６】もし読出し動作がそのＣＰＵによってこの
置換記憶装置上のデータブロックに対して要求されるな
らば，並列読出しタスクが実行され，これがこの要求さ
れたデータブロックを含むストライプを再構成する。
【００２７】もし読出し動作がそのＣＰＵによってこの
置換記憶装置上にないデータブロックに対して要求され
るならば，並列読出しタスクが実行され，これが通常読
出し動作を実行する。
【００２８】もし書込み動作がどれかのデータブロック
に対して要求されるならば，並列書込みタスクが実行さ
れ，これが一般的場合の読出し−変更−書込みシーケン
スを遂行する（その読出し動作は上述の規則に従い遂行
される）。
【００２９】この再構成ストライプ“より上”のこの置
換記憶装置上のデータブロックが有効であり，かつ直接
に読み出すことができる場合でも，上記の手順は実現す
るのに容易かつ簡単であり，これは，要求されたデータ
ブロックがそのストライプ“より上”にあるか否かの追
跡する必要がないからである。しかしながら，本発明の
代替実施例においては，その再構成ストライプに関する
要求されたデータブロックの位置は追跡され，かつ再生
構成はその再構成ストライプより上にないデータブロッ
クに対してのみ遂行される。
【００３０】したがって，本発明の好適実施例における
動作の一般規則は，要求されたデータブロックのうちの
どれかが一般的再構成プロセスによって実際に再構成さ
れたかどうかにかかわらず，その置換記憶装置上からの
全ての読出し動作がこれらの要求されたデータブロック
の全ての再構成を実行中必要とするということにある。
全ての書込み動作は，一般の場合の読出し−変更−書込
みシーケンスにおいて進行するが，この動作の読出し部
分は上記の規則に従い実行される。
【００３１】本発明は，全体としてどの記憶装置アレイ
に，かつ特にその置換記憶装置に読出し書込み動作を可
能とし続けなる間に，故障記憶装置のデータの全てをそ
の置換記憶装置上で再構成する信頼性ある方法を提供す
る。フラッグの使用は，一般的再構成プロセスの異常終
端の検出を可能とする。この再構成は，初期再構成開始
点，又は随意選択的に異常終端点のいずれかにおいて再
開することもできる。本発明の好適実施例の詳細は，付
図を参照して，以下の記述において説明される。本発明
の詳細がいったん知れられたならば，多数のその追加新
規性及び変更は当事者にとって明白である。
【００３２】これらの付図において同様の参照符号は，
同様の要素を指示する。
【００３３】
【実施例】本説明を通して，好適実施例及び図示例は，
本発明の方法に対する限定としてではなく，例として考
えられなけばならない。
【００３４】図１は，本発明による一般化ＲＡＩＤアー
キテクチャシステムのブロック線図である。ＣＰＵ
（１）は，バス（２）によってアレイ制御装置（３）に
結合される。アレイ制御装置（３）は，入出力バス（例
えば，ＳＣＳＩバス）によって複数の記憶装置（Ｓ１）
〜（Ｓ５）（例としてのみ５つの装置が示されている）
の各々に結合される。アレイ制御装置（３）は，好適に
は，分離プログラム可能，多重タスクプロセッサ（例え
ば，米国，カルフォルニヤ州，サニーベール（Sunnyval
e）のＭＩＰＳ社（MIPS Corporation）によって製造さ
れたＭＩＰＳＲ３０００ ＲＩＳＣ）を含み，このプロ
セッサはＣＰＵ（１）から独立に働いてこれらの記憶装
置を制御する。
【００３５】記憶装置（Ｓ１）〜（Ｓ５）は，１つ以上
の冗長グループにグループ化される。下に説明される図
示の例においては，この冗長グループは，説明の簡単の
ために，記憶装置（Ｓ１）〜（Ｓ５）の全てを含む。
【００３６】本発明は，好適には，制御装置（３）によ
って実行される多重タスクコンピュータプログラムとし
て実現され，図２のＡ〜ＥはＲＡＩＤ５アーキテクチャ
システムのモデルの線図である。図３は，本発明の好適
実施例の一般的再構成プロセスのステップを表す高レベ
ル流れ図である。図４は，本発明の好適実施例の読出し
動作のステップを表す高レベル流れ図である。図５は，
本発明の好適実施例の書込み動作のステップを表す高レ
ベル流れ図である。図３〜図５の好適実施例は，下に参
照される。
【００３７】［一般的再構成］ 図２のＡは，初期状態を示すＲＡＩＤアーキテクチャシ
ステムのモデルの線図である。図示のアレイは，５つの
記憶装置（Ｓ１）〜（５）を含む。各行（Ａ）〜（Ｈ）
はストライプである。パリティ情報は丸で囲われた番号
によって指示され，かつこのアレイを通して拡がってい
る。パリティ情報分布の１パターンが示されているけれ
ども，本発明はいかなる分布をも含む。簡単のためにス
トライプ内の各記憶装置ごとに１ビット“ブロック”が
示されている。各ブロックは，代わりに，バイト，セク
タ，又はセクタのグループのような，他のいかなる寸法
単位であることもできる。好適実施例においては，各ブ
ロックは寸法上少なくとも１ブロックである。
【００３８】図２のＢは図２のＡと同じＲＡＩＤのモデ
ルを示すが，しかし記憶装置（Ｓ１）が故障している
（ダッシュ記号は崩壊データを示す）。記憶装置（Ｓ
２）〜（Ｓ５）についての各ストライプのＸＯＲは図２
のＡに示された記憶装置（Ｓ１）の喪失データに等しい
ということに注意されたい。
【００３９】図２のＣは図２のＢと同じＲＡＩＤモデル
を示すが，しかし故障記憶装置（Ｓ１）が置換記憶装置
（Ｓ１′）によって置換されている。この置換は，物理
ベースにおいてか（すなわち，新しい記憶装置が故障記
憶装置に物理的に代入される），又は論裡ベースにおい
てか（すなわち，制御装置（３）と連絡している予備記
憶装置が電子的に動作にスイッチ挿入される）である。
図示の実施例においては，置換記憶装置（Ｓ１′）は，
×で示されるように，いかなる特定のデータパターンに
も初期化されておらず，しかし，この上にいかなる情報
パターンをも持つことができる。
【００４０】いったん置換記憶装置（Ｓ１′）が故障記
憶装置（Ｓ１）に代入されると，一般的再構成プロセス
はタスクとして開始される（図３，ステップ３０）。置
換記憶装置（Ｓ１′）は，この記憶装置が“再構成中”
でありかつ再構成されつつあることを表示するように内
部的にマークされる（ステップ３１）。
【００４１】図２のＤは再構成の中間ステージを示し，
ここで，ストライプＤは再構成されたストライプとして
ハイライトされて示されている。好適実施例において
は，ストライプの再構成を要求する書込み動作は再構成
ストライプに対しては行われ得ない，これは，再構成が
行われている間の変化を禁止するために，周知のよう
に，このストライプが“ロック”されるゆえである（ス
テップ３２）。したがって，この書込み動作は，このス
トライプが再構成されるまで遅延される。
【００４２】好適実施例においては，データブロック及
びパリティブロックは，各ストライプ（Ａ）〜（Ｈ）ご
とに記憶装置（Ｓ２）〜（Ｓ５）から読み出され，ＸＯ
Ｒされ，かつ各ストライプからのその結果が置換記憶装
置（Ｓ１′）の対応するブロックに記憶される（ステッ
プ３３）。図２に示された例においては，このプロセス
はストライプ（Ａ）において開始し，ストライプ（Ｈ）
においてそれらの記憶装置の終端へ進行する。しかしな
がら，再構成のいかなるパターン（例えば，ストライプ
を交互にたどる）で以て，いかなる代替の開始点を使用
することもできる。
【００４３】制御装置（３）は，次いで，この再構成ス
トライプをアンロックし（ステップ３４）し，かつ再構
成ストライプを進める（ステップ３５）。もし再構成が
完了しなければ（ステップ３６），一般的再構成プロセ
スは，図２のＥに示されるように，全置換記憶装置（Ｓ
１′）全体が再構成されるまで，続けられる（ステップ
３２）。一般的再構成プロセスが完了したとき（ステッ
プ３６），置換記憶装置（Ｓ１′）は“再構成中でな
い”とマークされ（ステップ３７），通常動作をする
（ステップ３８）。
【００４４】もし再構成プロセスが停電又は他のなんら
かの原因で中断されたならば，“再構成中でない”とし
て置換記憶装置（Ｓ１′）をマークする最後のステップ
は完了しない。したがって，このような異常終了を検出
することができる。このような場合，制御装置（３）
は，いかなるデータも喪失することなく，最初からこの
再構成プロセスを再開始する。この結果，すでに訂正さ
れているデータを有するストライプを訂正するが，しか
し，このやり方は，データが再構成されていないとき，
このデータが正常であるとは決して表示することはな
い。
【００４５】代替実施例においては，置換記憶装置の各
セクション（例えば，ディスク装置の各シリンダ）が再
構成された後，この置換記憶装置（Ｓ１′）内（又は所
望ならば他のどこか）のフラッグフィールドが再構成さ
れた最後のセクションを表示するように内部的にマーク
される。異常終端の後，この再構成プロセスは，この最
後に表示されたセクションの後に再開始され，これによ
って再構成時間を節約する。
【００４６】［並列入出力タスク］ 一般的再構成プロセス中，ＣＰＵ（１）による処理は続
行することができるが，しかしコンピュータシステムに
対するなんらかの性能劣化を伴うおそれがある。下に説
明されるように，一般的再構成プロセスは，ＣＰＵ
（１）によって要求される読出し又は書込み動作を可能
にするように割込みされることもできる（ステップ３
３，３５）。このような割込みは，好適には，周知のよ
うに並列タスクによって実現される。しかしながら，本
発明は，並列及び（又は）割込み駆動入出力動作のいか
なる手段をも含む。以下は，このような読出し及び書込
み動作の好適実施例の説明である。
【００４７】［読出し動作］ もし一般的再構成中にＣＰＵ（１）によって読出し動作
が要求されるならば，読出しプロセスが，独立のしかし
並列タスクとして開始する（図４，ステツプ４０）。こ
のことは，再構成タスクが実行を継続するということ，
しかし読出しタスク及び再構成タスクとは，周知よう
に，システム資源を競い合うということを意味する。
【００４８】制御装置（３）は，好適には，ストライプ
の不注意改変が再構成を行わせることを禁止するために
その再構成ストライプをロックする（ステップ４１）。
もし読出し要求が置換（又は“新しい”）記憶装置（Ｓ
１′）上にないデータブロックに対してならば（ステッ
プ４２），制御装置（３）は通常読出し動作を実行しか
つそのデータブロックをＣＰＵ（１）へ転送する（ステ
ップ４３）。他の記憶装置（図２の例におけるＳ２〜Ｓ
５）からのデータは正しいゆえに，性能損失は起こらな
い。制御装置（３）は，次いで，再構成ストライプをア
ンロックし（ステップ４４），かつ読出しタスクが終了
する（ステップ４５）。
【００４９】もしＣＰＵ（１）によって要求された読出
し動作が置換記憶装置（Ｓ１′）上にあるデータブロッ
クに対してならば（ステップ４２），手順は上と異な
る。制御装置（３）は，上の代わりに，要求されたデー
タブロックを含むストライプを“実行中”再構成する。
制御装置（３）は，そのストライプ内の他のデータブロ
ックの全て及び対応するパリティブロックを読み出す
（ステップ４７）。これらのブロックは，次いでＸＯＲ
されて，訂正されたデータブロックを発生し，これが制
御装置（３）を経由してＣＰＵ（１）へ転送される（ス
テップ４８）。その後，制御装置（３）は，再構成スト
ライプをアンロックし（ステップ４４），読出しタスク
が終了する（ステップ４５）。図２のＤは，読出しのこ
れら両方の場合を示す。ハイライトで示されたストライ
プ（Ｄ）は，再構成ストライプである。もし読出し要求
がデータブロック（Ａ−Ｓ２）に対して示されるなら
ば，制御装置（３）はストライプ（Ａ）内の記憶装置
（Ｓ２）にアクセスして，この記憶装置から２進の０を
直接読み出し，これがＣＰＵ（１）へ転送される。
【００５０】もし読出し要求が未だ再構成されないデー
タブロック（Ｈ−Ｓ１）に対してなされるならば，制御
装置（３）はストライプ（Ｈ）内の記憶装置（Ｓ２）〜
（Ｓ５）にアクセスして，これらのデータブロックの全
てを読み出す。これらのデーブロックは，次いで，ＸＯ
Ｒされて２進の０を発生し，これがＣＰＵ（１）へ転送
される。
【００５１】同様に，もし読出し要求がデータブロック
（Ａ−Ｓ１）に対してなされるならば，制御装置（３）
はストライプ（Ａ）内の記憶装置（Ｓ２）〜（Ｓ５）に
アクセスして，これらのデータブロックの全てを読み出
す。これらのデーブロックは，次いで，ＸＯＲされて２
進の１を発生し，これがＣＰＵ（１）へ転送される。
【００５２】このように，本発明の好適実施例において
は全ての読出し動作に対して，たとえＣＰＵ（１）がす
でに再構成されているストライプから読み出しをしつつ
ある，したがって，ＣＰＵ（１）がそのデータを直接読
み出すことがあったとしても，そのデータは再構成によ
つて常に訂正される。正常なデータを訂正するに要する
追加時間は，再構成中に生じるだけであり，まれにしか
起こらない。このやり方は，データ記憶サブシステム
に，要求されたデータブロックが再構成ストライプ“よ
り上”にあるか否かの追跡をすることを要せず，常に正
しいデータを維持及び提供することを可能とする。代替
的に，読出しタスクは，要求されたデータが再構成スト
ライプ“より上”にあるか否かの追跡を行う。図４を参
照すると，制御装置（３）は要求されたデータブロック
が置換記憶装置（Ｓ１′）上にあることを判定した（ス
テップ４２）後に，制御装置（３）は，記憶装置（Ｓ
１）内の要求されたデータブロックの位置をその再構成
ストライプ上の現行位置と比較する（ステップ４６，破
線により随意選択可能として表されている）。もし要求
されたデータブロックが再構成ストライプ“より上”に
ないならば，制御装置（３）は，要求されたデータブロ
ックを含むストライプを，このストライプ“より上”の
他のデータブロックの全てと，これらに対応するパリテ
ィブロックとを読み出し，これらをＸＯＲすることによ
って，“実行中”再構成する（ステップ４７及び４
８）。しかしながら，もし要求されたデータブロックが
再構成ストライプ“より上”にあるならば，このデータ
ブロックは，すでに，再構成されている。したがって，
制御装置（３）は，このデータブロックの通常読出しを
実行して，そのデータブロックをＣＰＵ（１）へ転送す
る（ステップ４３）。このやり方は要求されたデータブ
ロックが再構成ストライプ“より上”にあるか否かの追
跡を必要とするけれども，その置換記憶装置上に先に記
憶されたデータブロックの分だけ時間が節約される。
【００５３】［書込み動作］ もし一般的再構成中にＣＰＵ（１）によって書込み動作
が要求されるならば，書込みプロセスが，独立のしかし
並列タスクとして開始する（図５，ステップ５０）。こ
のことは，再構成タスクが実行を継続するということ，
しかし書込みタスクと再構成タスクとは，周知のよう
に，システム資源を競い合うということを意味する。
【００５４】制御装置（３）は，再構成実行中のストラ
イプが不用意に改変されないようにその再構成ストライ
プをロックする（ステップ５１）。もし書込み要求が置
換記憶装置（Ｓ１′）上にないデータブロックとこれに
対応するパリティブロックとに対してであるならば（ス
テップ５２），制御装置（３）は通常の読出し−変更−
書込みシーケンスを実行する。すなわち，古いパリティ
ブロックと古いデータブロックとがそのアイレから読み
出され（ステップ５３），そしてその古いデータブロッ
クを“減算”（ＸＯＲ）して新しいデータブロクを“加
算”（ＸＯＲ）することによってこのパリティブロック
が変更される（ステップ５４）。次いで，この新しいパ
リティブロックと新しいデータブロックが，このアレイ
に書き込まれる（ステップ５５）。みの書込み動作の完
了後，制御装置（３）は，再構成ストライプをアンロッ
クし（ステップ５６），そして書込みタスクが終了する
（ステップ５７）。
【００５５】この場合，置換記憶装置（Ｓ１′）上の対
応するデータブロックが訂正されているか否かは，どう
でもよいことである。要求されたデータブロック及びそ
のパリティブロックが置換記憶装置（Ｓ１′）上にない
ゆえに，読出し−変更−書込みシーケンスの読出し部分
はそのデータを再構成する必要はない。したがって，本
質的に，性能損失は起こらない。
【００５６】もしＣＰＵ（１）によって要求された書込
み動作が置換記憶装置（Ｓ１′）上にあるデータブロッ
ク又はそのパリティブロックのいずれかに対してである
ならば（ステップ４２），手順は上と異なる。制御装置
（３）は，上の代わりに，そのストライプ内の他のデー
タブロックの全てを読み出し（ステップ５８）てこれら
をＸＯＲする（ステップ５９）ことによってこのストラ
イプに対するパリティブロックを“実行中”計算する。
次いで，新しいデータブロックがこの計算されたパリテ
ィブロックとＸＯＲされて新しいパリティブロックを発
生する（ステップ６０）。この新しいデータブロックで
古いデータブロック書き替え，かつ新しいパリティブロ
ックで古いパリティブロックを書き替える（ステップ５
５）。この書込み動作の完了後，制御装置（３）は，再
構成ストライプをアンロックし（ステップ５６），書込
みタスクが終了する（ステップ５７）。
【００５７】図５において破線で示された代替手順は，
置換記憶装置（Ｓ１′）上のブロックをまず再構成す
る。制御装置（３）は，このストライプ内の他のブロッ
クの全てを読み出し（ステップ６１）てこれらをＸＯＲ
する（ステップ６２）。その結果は，置換記憶装置（Ｓ
１′）に記憶されるか（ステップ６２）又は一時記憶装
置に記憶される。この再構成ブロックは，次いで，通常
の読出し−変更−書込みシーケンスに使用される（ステ
ップ５３〜５４）。
【００５８】注意しなければならないのは，書込み動作
についての上述の議論は，ストライプ内のブロックの全
てより少ないブロックが変更される一般的な場合に係わ
っているということである。ストライプ内の全てのブロ
ックが変更される特殊な場合においては，読出し−変更
−書込みシーケンスは，必要ない。すなわち，そのスト
ライプに対するパリティブロックを全面的に新しいデー
タに基づいて計算することができるから，初期読出し動
作は必要ない。計算されたパリティブロック及び新しい
データブロックは，次いで，このストライプ上に単に記
憶される。厳密にいうと，そのストライプの“再構成”
は，遂行されない。
【００５９】もしＣＰＵ（１）がすでに訂正されたスト
ライプへ書き込みをすれば，新しいデータが正しく記録
される。もしＣＰＵ（１）が未だ訂正されていないスト
ライプに書き込みすれば，再構成ストライプが新しいデ
ータを含むストライプに前進するとき，新しいデータが
正しく記録され，かつ，（もはや誤っていなくても）再
び再構成される。正常データを再訂正するに要する追加
の時間は，その再構成ストライプの前進する際に，その
再構成プロセス中にまれにしか起こらない。このやり方
は，データ記憶サブシステムに，要求されたデータブロ
ックが再構成ストライプ“より上”にあるか否かの追跡
をすることを要せず，常に正しいデータを維持及び提供
することを可能とする。
【００６０】代替的に，ストライプが書込み動作によっ
てすでに再構成されたかどうかを試験するための追加ス
テップが，再構成タスクに追加される（ステップ３
２）。もし再構成がすでに起こっているならば，現行再
構成ストライプがアンロックされて，処理は次のストラ
イプにおいて続行される（ステップ３４及び３５）。も
し再構成が起こらなかったならば，一般的再構成タスク
が実行を続行する（ステップ３３）。
【００６１】本発明の多数の実施例が説明されてきた。
それにもかかわらず，本発明の精神と範囲から逸脱する
ことなく，種々な変更が可能であることは，いうまでも
ない。例えば，本発明は，ＲＡＩＤ３，ＲＡＩＤ４，又
はＲＡＩＤ５に使用可能である。さらに，ＸＯＲで発生
されるパリティに追加して又はこれに代えて誤り訂正方
法が，必要な冗長情報に対して使用可能である。リード
−ソロモンコードを使用するこのような一つの方法は，
発明の表題“アレイされたディスク装置システム及び方
法（Arrayed Disk Drive System and Method）”を有
し，かつ本願の譲受者に譲受された１９８８年１１月１
４日提出の米国特許出願第２７０，７１３号に記載され
ている。この米国特許出願によって教示される構造及び
方法で以て，本発明は，もしＸＯＲ及びリード−ソロモ
ン（又はその他のシステム）冗長の両方が使用されるな
らば，２つの記憶装置の喪失に適合可能である。したが
って，本発明は，特定の説明された実施例に限定される
べきではなく，前掲の特許請求の範囲によってのみ限定
されることは，いうまでもない。
【図面の簡単な説明】
【図１】 本発明による一般化ＲＡＩＤアーキテクチャ
システムのブロック線図である。
【図２】 ＲＡＩＤ５アーキテクチャシステムのモデル
の図表であり，Ａは初期状態，Ｂは故障記憶装置，Ｃは
初期化置換記憶装置，Ｄは部分的再構成された置換記憶
装置，Ｅは完全に再構成された置換記憶装置を示す。
【図３】 本発明の好適実施例の一般的再構成プロセス
を表す流れ図である。
【図４】 本発明の好適実施例の読出し動作を表す流れ
図である。
【図５】 本発明の好適実施例の書込み動作を表す流れ
図である。
【符号の説明】 １ ＣＰＵ ２ バス ３ アレイ制御装置 Ｓ１〜Ｓ５ 記憶装置 Ｓ１′ 置換記憶装置 Ａ〜Ｈ ストライプ
フロントページの続き (58)調査した分野(Int.Cl.6，ＤＢ名) G06F 12/16 G06F 3/06

Claims (15)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 一つの冗長グループをなす複数の記憶装
    置が複数のストライプを記憶し，前記ストライプの各々
    が前記冗長グループの記憶装置に亘って分布する複数の
    データブロックと少なくとも１つの関連誤り訂正ブロッ
    クとを含み，各ストライプにおける前記複数のデータブ
    ロックと前記誤り訂正ブロックのそれぞれが相異なる記
    憶装置上に存在する記憶装置群において， 前記冗長グループをなす複数の記憶装置の内の一つが利
    用不能となった後に前記複数の記憶装置を動作させる オ
    ンライン再構成方法であって， 前記利用不能となった記憶装置に対する置換記憶装置を
    用意するステップと， 前記利用不能の記憶装置データブ
    ロックおよび／または誤り訂正ブロックの再構成を前記
    置換記憶装置上に開始するステップと， 再構成中に前記置換記憶装置からのデータに対する外部
    要求に応答して，もし前記要求されたデータが前記置換
    記憶装置上にすでに再構成されているならば，前記置換
    記憶装置から前記要求されたデータを供給するステップ
    とを含んでなる 方法。
  2. 【請求項２】 前記請求項１に記載のオンライン再構成
    方法であって，前記外部からのデータ要求に応答するステップは，外部
    プロセッサにより意図されたアクセスの目的である複数
    のブロックを前記アクセスが可能なように構成するステ
    ップを含むことを特徴とする 方法。
  3. 【請求項３】 前記請求項２に記載の方法であって，前記意図されたアクセスの目的である複数のブロックを
    構成するステップは， もし前記意図されたアクセスが前記置換記憶装置のデー
    タブロックをその上に新しいデータブロックを上書きす
    ることにより変更する動作であるならば， 前記変更されるべきデータブロックを含む前記ストライ
    プ内の前記少なくとも一つの関連誤り訂正ブロックを前
    記新しいデータブロックおよび前記変更されるべきデー
    タブロックに基づいて更新するステップと， 前記変更されるべきデータブロックを含むストライプ内
    に前記更新された少なくとも一つの誤り訂正ブロックを
    書き込むステップと， 前記新しいデータブロックを前記置換記憶装置上に書き
    込むステップを含むことを特徴とする 方法。
  4. 【請求項４】 前記請求項３に記載の方法であって， もし前記変更されるべきデータブロックが再構成中のス
    トライプ（Ａ〜Ｈ）より上にあるならば， 変更されるべきデータブロックは前記置換記憶装置から
    読み出されることを特徴とする 方法。
  5. 【請求項５】 前記請求項３に記載の方法であって，もし前記変更されるべきデータブロックが再構成中のス
    トライプ（Ａ〜Ｈ）より上にないならば， 変更されるべきデータブロックは実行中に再構成される
    ことを特徴とする 方法。
  6. 【請求項６】 前記請求項２に記載の方法であって，前記意図されたアクセスの目的である複数のブロックを
    構成するステップは， もし前記意図されたアクセスが前記置換記憶装置のデー
    タブロックをその上に新しいデータブロックを上書きす
    ることにより変更する動作であり，前記変更されるべき
    データブロックを含むストライプが前記置換記憶装置上
    に誤り訂正ブロックを有するならば， 前記少なくとも一つの関連誤り訂正ブロックを前記新し
    いデータブロックおよび前記変更されるべきデータブロ
    ックに基づいて更新するステップと， 前記変更されるべきデータブロックを含むストライプ内
    に前記新しいデータブロックを書き込むステップと， 前記更新された少なくとも一つの誤り訂正ブロックを前
    記置換記憶装置上に書き込むステップを含むことを特徴
    とする 方法。
  7. 【請求項７】 前記請求項２に記載の方法であって，前記意図されたアクセスの目的である複数のデータブロ
    ックを構成するステップは， もし前記意図されたアクセスが前記置換記憶装置のデー
    タブロックを読み出す 動作であるならば， 前記置換記憶装置上の前記要求されたデータブロックに
    アクセスするステップと， 前記要求されたデータブロックをプロセッサに提供する
    ステップを含むことを特徴とする 方法。
  8. 【請求項８】 前記請求項１〜７に記載の方法であっ
    て， 前記少なくとも一つの誤り訂正ブロックはパリティ情報
    を含むことを特徴とする方法。
  9. 【請求項９】 一つの冗長グループをなす複数の記憶装
    置が複数のストライプを記憶し，前記ストライプの各々
    が複数のデータブロックと少なくとも１つの関連誤り訂
    正ブロックとを含み，各ストライプにおける前記複数の
    データブロックと前記少なくとも一つの誤り訂正ブロッ
    クのそれぞれが相異なる記憶装置上に存在する記憶装置
    の冗長アレイであって， 前記記憶装置の内の利用不能となった記憶装置に対する
    置換記憶装置と， 前記置換記憶装置上に前記利用不能となった記憶装置の
    データブロックおよび／または誤り訂正ブロックを再構
    成するデータブロック再構成手段とを備えてなり， 前記冗長グループおよび記憶装置は，さらに，再構成中
    に前記置換記憶装置に対する外部からのアクセス要求に
    応答して，もし前記要求されたデータが前記置換記憶装
    置上にすでに再構成されているならば，前記置換記憶装
    置から前記要求されたデータを供給する手段とを備えて
    なる記憶装置の冗長アレイ。
  10. 【請求項１０】 前記請求項９に記載の記憶装置の冗長
    アレイであって， 前記外部からのアクセス要求に応答して要求されたデー
    タを供給する手段は， もし前記意図されたアクセスが新しいデータブロックに
    ついての書込み動作であるならば，前記変更されるべき
    データブロックを含む前記ストライプ内の前記少なくと
    も一つの誤り訂正ブロックを前記新しいデータブロック
    および前記変更されるべきデータブロックに基づいて更
    新する手段と， 前記変更されるべきデータブロックを含むストライプ内
    に前記更新された少な くとも一つの誤り訂正ブロックを
    書き込み，前記新しいデータブロックを前記置換記憶装
    置上に書き込む手段を備えてなることを特徴とする記憶
    装置の冗長アレイ。
  11. 【請求項１１】 前記請求項９に記載の記憶装置の冗長
    アレイであって， 前記外部からのアクセス要求に応答して要求されたデー
    タを供給する手段は， もし前記少なくとも一つの関連誤り訂正ブロックが前記
    置換記憶装置上に位置するならば，前記変更されるべき
    データブロックを含むストライプ内の前記少なくとも一
    つの誤り訂正ブロックを前記新しいデータブロックおよ
    び前記変更されるべきデータブロックに基づいて更新す
    る手段と， 前記変更されるべきデータブロックを含むストライプ内
    に新しいデータブロックを書き込み，前記更新された少
    なくとも一つの誤り訂正ブロックを前記置換記憶装置上
    に書き込む手段を備えてなることを特徴とする記憶装置
    の冗長アレイ。
  12. 【請求項１２】 前記請求項１１に記載の記憶装置の冗
    長アレイであって， さらに，変更されるべきデータブロックの位置を再構成
    中のストライプの位置と比較する手段を備えてなり， もし変更されるべきデータブロックが再構成中のストラ
    イプより上にあるならば，変更されるべきデータブロッ
    クは前記置換記憶装置から読み出され，もし変更される
    べきデータブロックが再構成中のストライプより上にな
    いならば，変更されるべきデータブロックは，実行中に
    再構成されることを特徴とする記憶装置の冗長アレイ。
  13. 【請求項１３】 前記請求項９に記載の記憶装置の冗長
    アレイであって， 前記外部からのアクセス要求に応答して要求されたデー
    タを供給する手段は， もし前記意図されたアクセスが読み出し動作であると
    き，前記要求されたデータブロックにアクセスする手段
    と， 前記要求されたデータブロックをプロセッサに提供する
    手段を備えてなることを特徴とする記憶装置の冗長アレ
    イ。
  14. 【請求項１４】 前記請求項９に記載の記憶装置の冗長
    アレイであって， さらに，前記再構成されたデータブロックを前記置換記
    憶装置に書き込む手段 を備えてなることを特徴とする記
    憶装置の冗長アレイ。
  15. 【請求項１５】 前記請求項９〜１４に記載の記憶装置
    の冗長アレイであって， 前記少なくとも一つの誤り訂正ブロックはパリティ情報
    を含むことを特徴とする記憶装置の冗長アレイ。
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