JP2003241901A - ディスク共用制御方法および装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 アクセス元装置に排他制御機構等を付加する
ことなく、同一データを整理統合し、複数のアクセス元
装置を接続した場合の必要資源量を減少させる。 【解決手段】 ディスク装置の物理アドレスとアクセス
元装置毎に割り当てた論理アドレスとを対応付けて管理
するテーブルを備え、アクセス元装置からの論理アドレ
スを含む書込み要求に対し、書込み要求における論理ア
ドレスと他のアクセス元装置の論理アドレスとが同一の
物理アドレスの共用状態ならば、書込み要求の論理アド
レスを非共用状態の物理アドレスへ対応付け、非共用状
態の物理アドレスへのデータ書込みを許可し、非共用状
態ならば、当該書込み要求の論理アドレスに対応する物
理アドレスへのデータ書込みを許可し、データ書込み終
了後に、非共用状態の論理アドレスに対応する物理アド
レスにおけるデータ同士を比較し、同一データである場
合には、当該論理アドレスを同一物理アドレスに対応付
ける。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータなど
の複数のアクセス元装置により１つのディスク装置を共
用するためのディスク共用制御方法および装置に関する
ものである。

【０００２】

【従来の技術】従来、パーソナルコンピュータやサーバ
コンピュータ等で構成されるアクセス元装置に接続する
ハードディスク装置の信頼性が低いため、複数のアクセ
ス元装置に個々にハードディスク装置を接続し、その装
置内に複数サーバ相互のデータベースの複製を作成し、
ソフトウェアによりハードディスク装置内のデータ整合
性を保つようにしていた。

【０００３】しかし、最近のハードディスク装置は信頼
性向上技術の発達により信頼性が向上し、複数のアクセ
ス元装置から接続され共用されるようになったが、専用
ソフトウェアを導入しなければ、共用ディスク構成とし
た場合でも単に１つの筐体にディスクを集めただけの構
成であり、論理的には複数のハードディスク装置が存在
するのと同じになっている。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】そこで、１つのハード
ディスク装置を複数のアクセス元装置から専用ソフトウ
ェアを使用することなく共用可能にする技術が求められ
ている。しかし、ハードディスク装置内のデータを複数
のアクセス元装置からの重複使用した場合、同一データ
を複数のアクセス元装置が同時に書込むことにより整合
性が取れなくなる資源競合問題が発生する。

【０００５】この問題を回避するために排他制御による
同一データの更新処理を各アクセス元装置で実行させる
必要がある。しかし、そのためには、アクセス元装置同
士に排他制御を行う機構を追加しなければならないとい
う問題がある。

【０００６】本発明の目的は、ディスク装置を利用する
アクセス元装置に排他制御機構等を付加することなく、
同一データを整理統合し、複数のアクセス元装置を接続
した場合の必要資源量を減少させることができるディス
ク共用制御方法および装置を提供することにある。

【０００７】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明に係るディスク共用制御方法は、ディスク装
置の物理的読み書き位置を示す物理アドレスとアクセス
元装置毎に割り当てた論理的読み書き位置を示す論理ア
ドレスとを対応付けて管理するテーブルを備え、複数の
アクセス元装置により１つのディスク装置を共用するた
めのディスク共用制御方法であって、いずれかのアクセ
ス元装置からの論理アドレスを含む書込み要求に対し、
前記テーブルを検索する第１のステップと、検索結果に
基づき、書込み要求における論理アドレスと他のアクセ
ス元装置の論理アドレスとが同一の物理アドレスの共用
状態か否かを判定する第２のステップと、共用状態なら
ば、書込み要求の論理アドレスを非共用状態の物理アド
レスへ対応付けて前記テーブルを更新し、対応付けた非
共用状態の物理アドレスへのデータ書込みを許可し、非
共用状態ならば、当該書込み要求の論理アドレスに対応
する物理アドレスへのデータ書込みを許可する第３のス
テップと、データ書込み終了後に、前記テーブルを検索
し、同一の物理アドレスに対応付けられていない非共用
状態の論理アドレスを検出し、当該非共用状態の論理ア
ドレスに対応する物理アドレスにおけるデータ同士を比
較し、同一か否かを判定する第４のステップと、同一デ
ータである場合には、当該論理アドレスを同一物理アド
レスに対応付けて前記テーブルを更新する第５のステッ
プとを備えることを特徴とする。

【０００８】また、本発明に係るディスク共用制御装置
は、複数のアクセス元装置により１つのディスク装置を
共用するためのディスク共用制御装置であって、ディス
ク装置の物理的読み書き位置を示す物理アドレスとアク
セス元装置毎に割り当てた論理的読み書き位置を示す論
理アドレスとを対応付けて管理するテーブルと、いずれ
かのアクセス元装置からの論理アドレスを含む書込み要
求に対し、前記テーブルを検索する第１の手段と、検索
結果に基づき、書込み要求における論理アドレスと他の
アクセス元装置の論理アドレスとが同一の物理アドレス
の共用状態か否かを判定する第２の手段と、共用状態な
らば、書込み要求の論理アドレスを非共用状態の物理ア
ドレスへ対応付けて前記テーブルを更新し、対応付けた
非共用状態の物理アドレスへのデータ書込みを許可し、
非共用状態ならば、当該書込み要求の論理アドレスに対
応する物理アドレスへのデータ書込みを許可する第３の
手段と、データ書込み終了後に、前記テーブルを検索
し、同一の物理アドレスに対応付けられていない非共用
状態の論理アドレスを検出し、当該非共用状態の論理ア
ドレスに対応する物理アドレスにおけるデータ同士を比
較し、同一か否かを判定する第４の手段と、同一データ
である場合には、当該論理アドレスを同一物理アドレス
に対応付けて前記テーブルを更新する第５の手段とを備
えることを特徴とする。そして、前記物理アドレスはデ
ィスク装置の全ての読み書き位置を指定可能に割り当て
られ、前記論理アドレスは前記物理アドレスより少ない
読み書き位置を指定可能に割り当てられていることを特
徴とする。

【０００９】

【発明の実施の形態】以下、本発明を実施する場合の一
形態について図面を参照して詳細に説明する。図１は、
本発明の実施の一形態を示すディスク装置のブロック構
成図である。本実施形態のディスク装置１００は、図１
に示すように、サーバコンピュータ等で構成されるアク
セス元装置毎にディスク（記憶領域）へのリクエスト
（読み出し要求、書込み要求）を受付けるインタフェー
ス（１）１０１，（２）１０２と、装置内のデータを制
御する制御用中央処理装置１０３、ディスク装置１００
内の読み書き位置を展開し、さらにインタフェース毎
（接続アクセス元毎）の論理的な読み書き位置を物理的
な読み書き位置に論理的に結びつけるためのテーブル展
開エリアメモリ１０４、物理アクセスの速度差を緩和す
るためのディスクキャシュメモリ１０５、ディスクの可
用性を向上させるため、レイド構成を司るアレイコント
ローラ１０６、ハードディスク群１０７、データ及び制
御信号の流れる内部バス１０８で構成される。ブロック
図中、テーブル展開エリアメモリ１０４以外の構成要素
は、既存の大型ディスク装置では通常搭載されている機
構である。従って、本発明はテーブル展開エリアメモリ
１０４の装置上の追加及び利用方法によりディスク装置
１００での新機能を実現するものである。

【００１０】制御用中央処理装置１０３は、テーブル展
開エリアメモリ１０４にディスク装置内１００に割り振
られた物理的な読み書き位置のテーブルと、入出力イン
タフェース（１）１０１，（２）１０２を通してリクエ
ストされるインタフェース毎の論理的な読み書き位置を
管理するテーブルを持ち、物理的な読み書き位置と論理
的な読み書き位置の相関関係を制御する。インタフェー
ス（１）１０１、（２）１０２には、データのアクセス
元装置であるパーソナルコンピュータやサーバコンピュ
ータが接続される。

【００１１】図２は、テーブル展開エリアメモリ１０４
中に設けられるアドレステーブル２００の構成および概
念を示す図である。図２において、ディスク装置１００
の物理的な読み書き位置は、ディスクを一定単位の連続
するブロックと考えて割り当てられたブロック番号ＬＢ
Ａ(LogicalBlock Address)により物理アドレス２０３と
して与えられている。ディスク装置１００への入出力要
求があった場合、ディスク装置は物理的な読み書き位置
をＬＢＡより決定し、入出力（データの読み書き）を実
施する。従って、ＬＢＡはディスク装置１００における
物理的な読み書き位置を指定するアドレステーブルに相
当する。この物理アドレス２０３はディスク装置１００
における全ての読み書き位置を指定可能な値が割り当て
られる。図２では、説明を分かり易くするために、ディ
スク装置の全ての読み書き位置を４つのブロックに分割
した例を示しており、この場合には、物理アドレス２０
３は「１」〜「４」が割り当てられている。一方、イン
タフェース（１）１０１及び（２）１０２には、ディス
ク装置１００の論理的な読み書き位置を示す論理アドレ
ス２０１、２０２をインタフェース毎に割り当てる。そ
して、このインタフェース毎の論理アドレスを前述のＬ
ＢＡを基とした物理アドレス２０３と結びつけることに
より、インタフェース１０１に接続された仮想ディスク
２０４、インタフェース１０２に接続された仮想ディス
ク２０５を構成する。

【００１２】論理アドレス２０１及び２０２にて示され
るディスク上の読み書き位置は、物理アドレス２０３に
より物理的な読み書き位置に変換され、その変換された
読み書き位置で示される物理ディスク２０６上でデータ
が読み書きされるため、２０４及び２０５は読み書き位
置のみを持つ仮想ディスクとなる。なお、仮想ディスク
２０４及び２０５の論理アドレスは異なるデータを格納
するために、物理アドレスを別々に関連づける必要があ
る。このため、物理アドレスより少なく割り振られる。
すなわち、論理アドレス２０１，２０２は、物理アドレ
スで指定可能な読み書き位置より少ない読み書き位置を
指定可能に割り当てられる。図２の例では、物理アドレ
ス４個に対し、２個の論理アドレスが各インタフェース
１０１，１０２に割り当てた例を示している。

【００１３】図３は、ディスク装置１００内における処
理の概要を示した処理概要図である。ディスク装置１０
０は、入出力要求（データの読み書き要求）をインタフ
ェース（１）１０１、（２）１０２を通して受付ける入
出力処理を行い（ステップ３０１）、本発明の主要部を
構成するディスク重複制御処理に送る（ステップ３０
２）。ディスク重複制御処理では、各インタフェース
（１）１０１、（２）１０２から受付けた処理要求につ
いて、読み書き位置の競合（矛盾）が生じないように論
理アドレスの振り替えを行う入出力要求時処理を実行
し、さらにデータの書込み終了後に、同一のデータがイ
ンタフェース毎に異なる論理アドレスに対応付けられて
いないかどうかをチェックするデータ重複制御処理を行
う。

【００１４】その後、ディスク処理装置の物理的な入出
力時間と、入出力要求元との処理時間の差を緩和させる
ためのディスクキャシュ処理（ステップ４０３）を通し
て、ＲＡＩＤ(Redundant Array of Inexpensive Disk d
rivers)を構成するディスクアレイ制御処理（ステップ
３０４）により物理的な読み書き動作を実行させる。

【００１５】次に、インタフェース（１）１０１，イン
タフェース（２）１０２を通して入出力処理要求を受け
た場合の入出力要求時処理について、図４のフローチャ
ートを参照して説明する。ディスク装置１００に対する
入出力要求は、最終的にはハードディスク群１０７に対
する読み込み要求と書込み要求の２つが存在する。ま
ず、要求が読み込みか書込みかの判断を行う（ステップ
４０１）。読み込み要求の場合、要求があったインタフ
ェースの論理アドレスから図２のアドレステーブル２０
０を検索し、その論理アドレスに対応する物理アドレス
を求め、当該物理アドレスの示す記憶位置のデータを読
出し、要求元へと返す（ステップ４０２）。書込み要求
の場合は、書込み要求のあった論理アドレスが他のイン
タフェースの論理アドレスと共用されているかを図２の
アドレステーブル２００を検索して調べる（ステップ４
０３）。共用状態とは、後述の図５（ａ）に示すよう
に、各インタフェースの論理アドレスがアドレステーブ
ル２００上で共通の物理アドレスに対応付けられている
状態である。図５（ａ）では、インタフェース（１）１
０１、（２）１０２の論理アドレス「１」、「２」が共
通の物理アドレス「１」、「２」に対応付けられてい
る。

【００１６】このような物理アドレスの共用状態におい
て、各インタフェースからのデータ書込み要求が同時に
発生すると、同一データに対し複数の書込み要求が競合
する事態が生じてしまう。そこで、論理アドレスが共通
の物理アドレスに対応付けられている共用状態では、各
インタフェース上のいずれにも論理アドレスを相関のと
られていない物理アドレスを、書込み要求のあった論理
アドレスと相関づける（ステップ４０４）。これによ
り、同一データに対する書込み要求の競合状態は解除さ
れる。後述する図５（ｂ）では、インタフェース（２）
１０２から書込み要求があった場合に、該インタフェー
ス（２）の論理アドレス「１」を物理アドレス「３」に
振り替えた例を示している。この後、書込み要求のあっ
た論理アドレスに相関づけられた物理アドレスに対し、
データの書込み処理を行う（ステップ４０５）。

【００１７】図５は、各インタフェース（１）１０１、
（２）１０２に論理アドレスを含む書込み要求が入力さ
れた場合に、テーブル展開メモリ１０４中の図２のアド
レステーブル２００における論理アドレス２０１、２０
２および物理アドレス２０３の内容の遷移例を示す図で
ある。図５（ａ）はディスク装置１００が使用可能とな
った初期状態であり、インタフェース（１）１０１、イ
ンタフェース（２）１０２は物理アドレスが全く同じで
あり、インタフェース（１）１０１及び（２）１０２に
接続されたアクセス元装置は全く同一のデータをディス
ク装置１００内に持っている状態である。図５（ｂ）は
初期状態の後、インタフェース（２）１０２に書込み要
求があった場合であり、この場合、インタフェース
（２）上の論理アドレス「１」と対応付けられた物理ア
ドレス「１」をインタフェース（１）１０１に対応付け
られた物理アドレス「１」と異なる物理アドレス「３」
に振り替え、その振り替えた物理アドレス「３」にデー
タを書込む。尚、振り替えが発生した物理アドレス
「１」に対応したインタフェース（２）１０２上の振り
替え前の論理アドレスは振り替え後、空白となる。

【００１８】図５（ｃ）はインタフェース（１）１０１
の論理アドレス「２」に書込み要求があった場合であ
る。この場合は、論理アドレス「２」がインタフェース
（２）１０２と共通の物理アドレス「２」を共用する共
用状態になっているため、図５（ｂ）の場合と同様に、
インタフェース（２）と異なる物理アドレス「４」にイ
ンタフェース（１）１０１の論理アドレス「２」を振り
替え、その振り替えた物理アドレス「４」にデータを書
込む。この時点でインタフェース（１）１０１及び
（２）１０２に同一のデータが存在した場合でも、ハー
ドディスク群１０７には別々の物理アドレスにデータが
格納されることになる。

【００１９】図５（ｄ）は、後述するデータ重複制御処
理により、ディスク装置１００内のデータ同士を比較
し、同一のデータが別々の物理アドレスに格納されてい
た場合には、それらの同一データの論理アドレスを同一
の物理アドレスに振り直したことを示すものである。こ
の図５（ｄ）の例は、物理アドレス「１」と「３」のデ
ータが同一であったので、インタフェース（２）の論理
アドレス「１」を物理アドレス「１」に振り直し、ま
た、物理アドレス「２」と「４」のデータが同一であっ
たので、インタフェース（２）の論理アドレス「２」を
物理アドレス「４」に振り直した例を示している。この
場合、書き込み要求で発生した論理アドレスの振り替え
と同様、振り替えられる論理アドレスは空白となる。な
お、論理アドレスの対応付けがなくなった物理アドレス
のデータはいわゆる「ごみ」データとなる。このようなデ
ータ重複制御処理は、インタフェース（１）１０１及び
（２）からのデータ入出力要求とは、全く独立して稼働
する。通常は、インタフェース（１）及び（２）からの
入出力要求の発生しない時間指定などにより動作するよ
うに設定する。

【００２０】なお、図５（ｂ）の状態の後、インタフェ
ース（１）１０１から論理アドレス「１」の書込み要求
があった場合、共通の物理アドレスの共用状態ではない
ので、図６（ｃ）に示すように、論理アドレスの振り替
えは行われず、物理アドレス「１」にデータが書込まれ
る。また、物理アドレス「１」と「３」のデータが同一
でなかった場合には、図６（ｄ）に示すように論理アド
レスの振り直しは行われない。

【００２１】図７および図８は、ディスク装置１００内
に存在する同一のデータを１つに統合するデータ重複制
御処理のフローチャートである。ここで、同一データで
あるかの確認及び統合はテーブル展開メモリ１０４に展
開されたインタフェース（１）１０１、（２）１０２の
論理アドレスと物理的なアドレスとの対応関係に基づき
実施する。まず、インタフェース（１）１０１の論理ア
ドレスを比較元、インタフェース（２）１０２の論理ア
ドレスを比較先として比較するために、アドレステーブ
ル２００におけるインタフェース（１）１０１の論理ア
ドレスを先頭エントリの論理アドレスｎに設定する（ス
テップ７０１）。次に、同一データがディスク装置１０
０内に存在するかのチェックが終了しかかどうかを判定
するために、インタフェース（１）１０１の論理アドレ
スが、そのディスクの容量を決定した際に割り当てた最
大値（最終アドレス）を超えた否かを判定し、超えてい
た場合には終了とし、超えていなければステップ７０３
に進む（ステップ７０２）。

【００２２】次に、比較対照のインタフェース（１）１
０１の論理アドレスｎに対応するインタフェース（２）
１０２の論理アドレスエントリは空かどうかを判定する
（ステップ７０３）。比較対照のインタフェース（１）
１０１の論理アドレスｎに対応するインタフェース
（２）１０２の論理アドレスエントリが空でなく、イン
タフェース（１）１０１の論理アドレスｎに対応付けら
れている物理アドレスと、インタフェース（２）１０２
に対応付けられている物理アドレスとが等しい場合、既
にその論理アドレスｎはデータが共用されている状態で
あることになるため、同一データであるかを確認する必
要がない。そのため、インタフェース（１）１０１の論
理アドレスと同じエントリに既にインタフェース（２）
１０２の論理アドレスが割り振られている場合は、既に
共用済として次のエントリの論理アドレスｎ＋１の比較
を行う（ステップ７０３、ステップ７１４）。

【００２３】そうでない場合、すなわち、比較対照のイ
ンタフェース（１）１０１の論理アドレスｎに対応する
インタフェース（２）１０２の論理アドレスエントリが
空であった場合、その論理アドレスｎに対応する物理ア
ドレスのデータと同一データがインタフェース（２）１
０２のいずれかの論理アドレスで示される物理アドレス
に存在するかどうかを調べるために、インタフェース
（２）１０２の論理アドレスを先頭の論理アドレスｍに
設定する（ステップ７０４）。

【００２４】次に、インタフェース（２）の論理アドレ
スが最終アドレスを越えたか否かを判定し（ステップ７
０５）、超えていなければ、比較対照のインタフェース
（２）の論理アドレスｍに対応するインタフェース
（１）１０１の論理アドレスは空かどうかを判定する。
（ステップ７０６）。比較対照のインタフェース（２）
１０２の論理アドレスｍに対応するインタフェース
（１）１０１の論理アドレスエントリが空でない場合、
既にその論理アドレスｍはデータの共用状態であること
になるため、同一データであるかを確認する必要がな
い。そのため、既に共用済として次のエントリの論理ア
ドレスｍ＋１の比較を行う（ステップ７１３）。

【００２５】しかし、空である場合には、データが非共
用状態であることになるため、比較元、比較先であるイ
ンタフェース（１）１０１、（２）１０２の両方の論理
アドレスｎ、ｍに対応付けられている物理アドレスのデ
ータを読み出し（ステップ７０７、７０８）、同一であ
るかを比較する（ステップ７０９）。同一でない場合は
比較先の論理アドレスエントリを進め（ステップ７１
３）、同じであった場合には、比較先であるインタフェ
ース（２）１０２の論理アドレスが示す物理アドレス
を、インタフェース（１）１０１の論理アドレスが示す
物理アドレスに変更して共用状態とする（ステップ７１
０）。すなわち、現在のインタフェース（１）１０１が
示す論理アドレスｎに対応するインタフェース（２）１
０２の論理アドレスエリアに、比較対照としてインタフ
ェース（２）の論理アドレスｍを設定する。

【００２６】これにより、同一データについては図５
（ｄ）のような論理アドレスの振り直しが行われたこと
になる。次に、比較対象としたインタフェース（２）１
０２の論理アドレスｍに対応付けられていた物理アドレ
スをクリアする（ステップ５１１）。これでデータの統
合が実施されたため、比較を終了するように、インタフ
ェース（２）の論理アドレスｍが最終アドレスを超える
ように設定する（ステップ７１２）。

【００２７】このように、インタフェース（１）１０
１、（２）１０２からの論理アドレスを含む書込み要求
に対し、アドレステーブル２００を検索し、その検索結
果に基づき、書込み要求における論理アドレスと他のイ
ンタフェースの論理アドレスとが同一の物理アドレスの
共用状態か否かを判定し、共用状態ならば、書込み要求
の論理アドレスを非共用状態の物理アドレスへ対応付け
てアドレステーブル２００を更新し、対応付けた非共用
状態の物理アドレスへのデータ書込みを許可し、非共用
状態ならば、当該書込み要求の論理アドレスに対応する
物理アドレスへのデータ書込みを許可するようにし、さ
らに、データ書込み終了後に、アドレステーブル２００
を検索し、同一の物理アドレスに対応付けられていない
非共用状態の論理アドレスを検出し、当該非共用状態の
論理アドレスに対応する物理アドレスにおけるデータ同
士を比較し、同一か否かを判定し、同一データである場
合には、当該論理アドレスを同一物理アドレスに対応付
けてアドレステーブル２００を更新するようにしたこと
により、ディスク装置１００を利用するサーバコンピュ
ータ等のアクセス元装置に排他制御機構等を付加するこ
となく、同一データを整理統合し、複数のアクセス元装
置を接続した場合の必要資源量を減少させることができ
る。従って、特に、多数の同一データを共有するシステ
ムにおいて、ディスク容量を大幅に削減できるという利
点がある。

【００２８】また、ディスク装置に接続されているアク
セス元装置からの入出力要求によるデータ操作と、内部
データの資源重複利用を削減せしめるデータ操作をそれ
ぞれ独立して行うことができる。また、データを格納し
た後、同一データを格納したアクセス元装置と異なるア
クセス元装置より格納した場合でも、そのアクセス元装
置が同一データと認知しない状態であっても、ディスク
装置内では同一データとして処理することができる。さ
らに、アクセス元装置からみればディスク装置は個々の
アクセス元装置に独立してディスク装置が接続された状
態に見えるため、アクセス元装置が障害などにより停止
状態なった場合などの状態が遷移した場合でも、その他
のアクセス元装置がその影響を受けることがない上、本
発明の処理機能をディスク装置に追加してもアクセス元
装置に何らの影響を与えないようにすることができる。
なお、上記の実施形態では、説明を簡単にするために、
物理アドレスを４個、論理アドレスをインタフェース毎
に２個とした例を示したが、本発明はこれに限定される
ものでなく、さらに多数の物理アドレスおよび論理アド
レスを使用することができることは言うまでもない。ま
た、インタフェースの数も２個に限定されない。

【００２９】

【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、デ
ィスク装置を利用するアクセス元装置に排他制御機構等
を付加することなく、同一データを整理統合し、複数の
アクセス元装置を接続した場合の必要資源量を減少させ
ることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施の形態を示すディスク装置の概
略構成ブロック図である。

【図２】テーブル展開エリアに展開されるアドレステー
ブルとその利用概念を説明するための構成図である。

【図３】ディスク装置内における処理の概要を示す処理
概要図である。

【図４】外部からの入出力要求に応じるディスク装置の
処理を示すフローチャートである。

【図５】外部からの入出力要求に対するアドレステーブ
ルの状態遷移の例を示す図である。

【図６】外部からの入出力要求に対するアドレステーブ
ルの状態遷移の他の例を示す図である。

【図７】データ重複制御処理を示すフローチャートであ
る。

【図８】図７の続きを示すフローチャートである。

【符号の説明】

１００…ディスク装置、１０１…入出力インタフェース
（１）、１０２…入出力インタフェース（２）、１０３
…制御用中央処理装置、１０４…テーブル展開用メモ
リ、１０５…ディスクキャシュメモリ、１０６…アレイ
コントローラ、１０７…ハードディスク群、１０８…内
部バス、２００…アドレステーブル。

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ディスク装置の物理的読み書き位置を示
   す物理アドレスとアクセス元装置毎に割り当てた論理的
   読み書き位置を示す論理アドレスとを対応付けて管理す
   るテーブルを備え、複数のアクセス元装置により１つの
   ディスク装置を共用するためのディスク共用制御方法で
   あって、 いずれかのアクセス元装置からの論理アドレスを含む書
   込み要求に対し、前記テーブルを検索する第１のステッ
   プと、 検索結果に基づき、書込み要求における論理アドレスと
   他のアクセス元装置の論理アドレスとが同一の物理アド
   レスの共用状態か否かを判定する第２のステップと、 共用状態ならば、書込み要求の論理アドレスを非共用状
   態の物理アドレスへ対応付けて前記テーブルを更新し、
   対応付けた非共用状態の物理アドレスへのデータ書込み
   を許可し、非共用状態ならば、当該書込み要求の論理ア
   ドレスに対応する物理アドレスへのデータ書込みを許可
   する第３のステップと、 データ書込み終了後に、前記テーブルを検索し、同一の
   物理アドレスに対応付けられていない非共用状態の論理
   アドレスを検出し、当該非共用状態の論理アドレスに対
   応する物理アドレスにおけるデータ同士を比較し、同一
   か否かを判定する第４のステップと、 同一データである場合には、当該論理アドレスを同一物
   理アドレスに対応付けて前記テーブルを更新する第５の
   ステップとを備えることを特徴とするディスク共用制御
   方法。
2. 【請求項２】 前記物理アドレスはディスク装置の全て
   の読み書き位置を指定可能に割り当てられ、前記論理ア
   ドレスは前記物理アドレスより少ない読み書き位置を指
   定可能に割り当てられていることを特徴とする請求項１
   に記載のディスク共用制御方法。
3. 【請求項３】 複数のアクセス元装置により１つのディ
   スク装置を共用するためのディスク共用制御装置であっ
   て、 ディスク装置の物理的読み書き位置を示す物理アドレス
   とアクセス元装置毎に割り当てた論理的読み書き位置を
   示す論理アドレスとを対応付けて管理するテーブルと、 いずれかのアクセス元装置からの論理アドレスを含む書
   込み要求に対し、前記テーブルを検索する第１の手段
   と、 検索結果に基づき、書込み要求における論理アドレスと
   他のアクセス元装置の論理アドレスとが同一の物理アド
   レスの共用状態か否かを判定する第２の手段と、 共用状態ならば、書込み要求の論理アドレスを非共用状
   態の物理アドレスへ対応付けて前記テーブルを更新し、
   対応付けた非共用状態の物理アドレスへのデータ書込み
   を許可し、非共用状態ならば、当該書込み要求の論理ア
   ドレスに対応する物理アドレスへのデータ書込みを許可
   する第３の手段と、 データ書込み終了後に、前記テーブルを検索し、同一の
   物理アドレスに対応付けられていない非共用状態の論理
   アドレスを検出し、当該非共用状態の論理アドレスに対
   応する物理アドレスにおけるデータ同士を比較し、同一
   か否かを判定する第４の手段と、 同一データである場合には、当該論理アドレスを同一物
   理アドレスに対応付けて前記テーブルを更新する第５の
   手段とを備えることを特徴とするディスク共用制御装
   置。
4. 【請求項４】 前記物理アドレスはディスク装置の全て
   の読み書き位置を指定可能に割り当てられ、前記論理ア
   ドレスは前記物理アドレスより少ない読み書き位置を指
   定可能に割り当てられていることを特徴とする請求項３
   に記載のディスク共用制御装置。