JP2003296047A - Ｒａｉｄファイルシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 書き込み途上のどの時点で書き込みが中止さ
れたとしてもパリティの整合性が維持されるＲＡＩＤフ
ァイルシステムを提供する。 【解決手段】 ＲＡＩＤの実現が可能なように物理ディ
スクｖｏｌ １，３，６に分散して格納されている論理
ブロック４〜６で構成されるストライプ中の論理ブロッ
ク５を更新するにあたって、更新後の論理ブロック５ｎ
ｅｗと更新に伴って新たに計算されたパリティブロック
４ｎｅｗの格納領域を、論理ブロック６との間でＲＡＩ
Ｄが実現できる形でディスクの未使用領域に確保して書
き込み、その後、メタデータを更新する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、パリティ整合性の
維持機能を備えたＲＡＩＤファイルシステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】ディスクに書き込まれたデータの信頼性
を向上し、ディスクのアクセス速度を向上するため、複
数のディスク装置にデータを冗長化して格納するＲＡＩ
Ｄファイルシステムが良く知られている。

【０００３】特開２０００−９９２８２号公報には、実
ディスクアレイの構成とは独立して、ファイル毎にスト
ライプ幅を任意に設定することが可能なＲＡＩＤファイ
ルシステムが開示されている。各ファイルを記述するメ
タデータには、ストライプ幅と、ストライプ幅によって
定まる論理的なストライプ構成内の論理ブロックの番号
を実ディスク内のブロック番号に変換するアドレス変換
表が含まれ、これによって、論理ストライプ構成内の各
ブロックを実ディスク内のブロックにＲＡＩＤを実現す
る条件を満たしつつダイナミックにかつ効率的にマッピ
ングすることができる。

【０００４】ＲＡＩＤファイルシステムの信頼性はファ
イルの構成要素として各ストライプにデータブロック以
外にパリティブロックと呼ばれる情報が存在することに
より提供されている。これは或るブロックが読み取り不
可能な状態などの信頼性を損なう状態になった場合にパ
リティブロック（及び当該ブロックの属するストライプ
を構成するデータブロック群）を用いることにより当該
ブロックを復元するものであり、当然のことであるがパ
リティブロックはデータブロックの更新に伴い更新され
る必要がある。

【０００５】ここで問題となるのはデータ書き込み開始
時点よりパリティ書き込み完了時点までの間に書き込み
処理を行っているノードがダウンしてしまった場合であ
る。この状態は新旧のいずれかの状態でデータとパリテ
ィの整合性が取れている可能性もあれば、新データが書
きかけである（パリティは古いまま）可能性、（データ
は新しいものの）パリティブロックが書きかけ状態であ
る可能性もある。

【０００６】この状態を捨ておいた場合、あるブロック
（ここでは特にダウン途上に書きかけたブロックとは別
のものを想定）が読み取り不可能になった場合、このブ
ロックの復元処理を上記の信頼性のないパリティブロッ
クとデータブロックを元に行うことになり、異常処理
（先の書き込み途上のダウン）とは何ら関係のないブロ
ックに対して信頼性が保証できない状態が伝播してしま
うことになる。

【０００７】これをさけるために、ＲＡＩＤファイルを
許容するファイルシステムでは、データ及びパリティの
整合性保証手段を提供する必要がある。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】したがって本発明の目
的は、書き込み途上のどの時点で書き込みが中止された
としてもパリティの整合性が保証されるＲＡＩＤファイ
ルシステムを提供することにある。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明によれば、各スト
ライプがデータブロックに加えてパリティブロックを有
する、ＲＡＩＤファイルシステムであって、更新後のデ
ータブロックおよびデータブロックの更新に伴って更新
された後のパリティブロックを、該データブロックが属
するストライプ内の他のデータブロックが格納されてい
る外部記憶装置とは異なりかつ相異なる外部記憶装置の
未使用領域にそれぞれ書き込む手段と、更新後のデータ
ブロックおよび更新後のパリティブロックの書き込みが
完了した後に、更新後のデータブロックおよび更新後の
パリティブロックが書き込まれた領域を含んでファイル
が構成されるようにメタデータを更新する手段とを具備
するＲＡＩＤファイルシステムが提供される。

【００１０】このシステムは、更新すべきデータブロッ
クが属するファイルに設定された属性に基いて、前記未
使用領域書き込み手段およびメタデータ更新手段により
データブロックの更新を行うか否かを決定する手段をさ
らに具備することが好ましい。

【００１１】本発明によれば、各ストライプがデータブ
ロックに加えてパリティブロックを有し、複数のノード
からの書き込みが可能である、ＲＡＩＤファイルシステ
ムであって、更新個所を特定する情報を記憶した後に更
新後のデータおよび更新後のパリティをそれぞれ更新前
のデータブロックおよび更新前のパリティブロックに上
書きする手段と、書き込みの権限がノードから返還され
るときのみ、前記更新個所特定情報を無効化する手段
と、システム再開時において、無効化されていない更新
個所特定情報が存在するとき、対応するストライプにつ
いてパリティのチェックを行なう手段とを具備するＲＡ
ＩＤファイルシステムもまた提供される。

【００１２】本発明によれば、各ストライプがデータブ
ロックに加えてパリティブロックを有し、複数のノード
からの書き込みの競合がトークンにより制御される、Ｒ
ＡＩＤファイルシステムであって、ダウンしたノードに
発行されていたすべてのトークンを特定する手段と、特
定されたトークンにより更新可能なブロックのすべてに
ついてパリティ整合性を復旧する手段とを具備するＲＡ
ＩＤファイルシステムもまた提供される。

【００１３】本発明によれば、前述のＲＡＩＤファイル
システムをコンピュータに実現させるプログラムもまた
提供される。

【００１４】

【発明の実施の形態】図１は本発明の一実施形態に係る
ファイルシステムを示す。本システムでは、１つ以上の
物理ディスクで１つ以上の仮想（論理）ディスクが実現
される。図に示した例では４つの物理ディスクｖｏｌ
１〜４が１つの論理ディスク１０として認識される。論
理ディスク１０内に格納されるファイルのメタデータ１
２はデータ格納用のディスクｖｏｌ １〜４とは別の物
理ディスクに格納される。

【００１５】このファイルシステムはＲＡＩＤファイル
をサポートしており、ＲＡＩＤファイルについては、そ
のメタデータ１２内の１ファイル情報１４にはファイル
名１６、ファイルサイズ１８の他にＲＡＩＤストライプ
幅２０が設定される。このＲＡＩＤストライプ幅は物理
ディスクの数に無関係に設定することができる。また、
ストライプ幅の異なるファイルを混在させることもでき
る。ＲＡＩＤを実現するために各物理ディスクｖｏｌ
１〜４の記憶容量が揃っていることも要求されない。

【００１６】図１の右下には、ストライプ幅が３である
ファイルの論理ストライプ構成２４が示されている。ス
トライプ幅が３であるとき、第１のストライプは論理ブ
ロック１〜３で、第２のストライプは４〜６で、第３の
ストライプは論理ブロック７…で構成される。各ストラ
イプには１つのパリティブロックが含まれる。図に示し
た例では、一例として論理ブロック番号１，２，３…を
ストライプ幅で割算をした余りが１であるブロック１，
４，７…をパリティブロックとしている。

【００１７】１ファイル情報１４内の（またはそれから
ポイントされる）ＲＡＩＤ情報２２にはこの論理ストラ
イプ構成に従う順序で情報が格納される。ＲＡＩＤを実
現するため、各ストライプを構成する複数の論理ブロッ
クはその内容が相異なる物理ディスクに格納されるよう
に実ディスク上にマッピングされる。図に示した例で
は、第２ストライプを構成する論理ブロック４はｖｏｌ
１内の或るブロックに、論理ブロック５はｖｏｌ ３
内のブロックに、論理ブロック５はｖｏｌ ４内のブロ
ックにマッピングされている。また、第１ストライプを
構成する論理ブロック１〜３はそれぞれ、ｖｏｌ １，
２および４内のブロックにマッピングされている。これ
らの情報がＲＡＩＤ情報２２内の（またはそれからポイ
ントされる）１ストライプ情報２６に格納される。

【００１８】本発明の一実施形態に係る更新方法を以下
に説明する。

【００１９】ｉ）更新対象データｄ−ｏｌｄが格納され
ている物理ブロック（群）をｂ−ｏｌｄとする。

【００２０】ii）これに対し更新後のデータをｄ−ｎｅ
ｗとする。

【００２１】iii)更新すべきファイルのファイル属性が
ＲＡＩＤかつパリティ付きである場合には、更新対象ブ
ロックが属するストライプに属する他の物理ブロックの
位置に基いてＲＡＩＤが実現できる配置になるようにデ
ータブロック、パリティブロックの格納位置を未使用領
域の中から確保する。

【００２２】ここではｄ−ｎｅｗを物理ブロック（群）
ｂ−ｎｅｗに、この更新により変更が必要となるパリテ
ィのためのブロック（群）をｐ−ｎｅｗに確保できたと
する。

【００２３】iv）ｄ−ｎｅｗを物理ブロックｂ−ｎｅｗ
に書き込む。

【００２４】ｖ）同じストライプに属する他のブロック
のデータを読み込み、ｄ−ｎｅｗと併せて新たなパリテ
ィを計算しこれをｐ−ｎｅｗに書き込む。

【００２５】この時点でメタデータ（ファイル属性情
報）はファイルを構成するブロックがｂ−ｏｌｄ，ｐ−
ｏｌｄであると認識している。図１の例でデータブロッ
ク５を更新する場合には、図２に示すように、更新後の
データブロック５ｎｅｗとパリティブロック４ｎｅｗが
それぞれｖｏｌ ３とｖｏｌ ２のいずれかのブロック
に書き込まれるが、メタデータは依然として更新前のブ
ロック５およびブロック４をポイントしている。

【００２６】vi）メタデータを更新後の状況に書き換え
る。

【００２７】この時点をもって該当ファイルはｂ−ｎｅ
ｗ，ｐ−ｎｅｗを構成ブロックとして認識可能となる。
図１および図２に示した例では、図３に示すようにメタ
データ１２内の１ストライプ情報２６をブロック４ｎｅ
ｗおよび５ｎｅｗをポイントするように書き換えること
で更新が完了する。

【００２８】なお、ここではメタデータファイルへの更
新がデータ、パリティ共に新領域に用意される毎に行な
われるものとしている。これ以外にもファイルクローズ
時にブロック群とパリティ群を全てまとめて一括反映さ
せる、複数のファイルをまとめて処理する、等が考えら
れる。

【００２９】上記いずれかのタイミングで書き込み途上
のプロセスがダウンした場合でも、ファイルの該当部分
の構成は、旧データ・旧パリティの組み合わせ、新デー
タ・新パリティの組み合わせ以外の形は取らないので、
ファイル上のパリティ整合性が維持されることになる。
したがって、パリティ整合性の維持のための復旧処理は
不要である。なお、メタデータ書き込み途上でダウンし
た場合について言及されていないが、メタデータの正当
性の維持については、書き込みに先立って書き込み内容
をロギングする等の従来技術で対処可能である。

【００３０】この更新処理によれば、１ファイル内で更
新部分が未更新部分から離れた位置に格納されることに
なっていわゆるファイルの断片化が生じ、アクセス性能
が低下する。これに対しては、更新後のファイルの読み
出しの頻度が一定以上高ければ（あるいは頻度自体は低
くても必要な時に高速読み出しを要求されるのであれ
ば）ユーザ指定の処理とは別に（例えばバックグラウン
ド処理で）デフラグ及びファイル構成ブロック群のディ
スク内における再構成（最適化を追求した位置変更）を
実施すれば良い。

【００３１】その他にも、更新処理の中で更新部分とそ
れから離れた未更新部分にアクセスしなければならない
ので、単純にデータブロックの上書きのみを行なう場合
よりも処理時間が長くなるという問題もある。

【００３２】そこで、メタデータファイル内にある各種
ファイル属性を判断基準として単純な上書き処理と本発
明の更新処理との間で使い分けをすることが考えられ
る。

【００３３】判別方式は以下のようになる。

【００３４】ｉ）ファイル属性（群）を入力として、書
き込み処理タイプを出力とする演算の格納・計算機構を
用意する。

【００３５】ii）書き込み処理に先立ちファイル属性の
参照を必須とする。

【００３６】iii)先の演算機構にファイル属性を与え、
書き込み処理タイプの判別を行う。

【００３７】iv）それぞれのファイルに対する書き込み
（更新）処理はこのタイプを参照した後相応するものが
選択される。

【００３８】上記のもっとも単純な例としてはファイル
属性として「書き込みタイプ」が存在し直接これを参照
することであろう。ただしこの場合には、ユーザあるい
は上位アプリケーションによる設定もファイル単位で行
う必要がある。通常設定されるファイル属性の１つまた
はそれ以上から「書き込みタイプ」を演算により決定す
れば、こういった煩雑性は避けられる。

【００３９】この「書き込みタイプ」に従って書き込み
（更新）処理を実行する際の上記以外の選択肢として
は、例えば書き込みに先立ち該書き込みにより影響をう
けるパリティ位置をロギングする方式が考えられる。そ
して、復旧時にはロギングされたパリティ位置のパリテ
ィを、現存するデータから計算して書き替えることによ
り、パリティの整合性の維持を図る。この方式はダウン
時にパリティ整合性を復旧するのみでデータ自体は新旧
いずれの状態になるか保証されないものの、書き込みの
際の追加負荷が（ブロック番号等の）パリティブロック
を特定するに足る情報のロギングのみであるというもの
である。したがって、前述の、新規領域へ書き込み後新
旧ブロックを差し換える方式とは逆の特性を持ってい
る。

【００４０】この「パリティ位置をロギングする方式」
について説明すると、まず、パリティ整合性のみ（デー
タ自体の保証はしない）を保証するのであれば、最も単
純な処理はパリティ整合性が保証できなくなった時点で
ファイルシステム（が保持するデータ）全体のパリティ
計算をやり直すことである。しかし、これでは長時間を
要することになり短期での復旧、システム再起動は見込
めない。このため、何らかの方式で再計算範囲を限定す
る手段を提供することになる。上記の「パリティ位置を
ロギングする方式」では、これを実際に書き込みが生じ
たことにより影響をうけるパリティブロックを特定する
情報をロギングすることにより実現している。

【００４１】この「パリティ位置を特定する情報」は書
き込み完了後に無効化される。そして、システム再開時
において、無効化されていないパリティ位置特定情報が
残っていればそれに対応するストライプについてパリテ
ィの再計算を行なってパリティの整合性を回復させる。

【００４２】ところで、複数のノードからの書き込みが
行なわれるファイルシステムでは、例えばブロック毎に
１つずつトークンが用意され、トークンを持つノードの
みにディスクへの実際の書き込みを許すことにより、複
数のノードからの書き込みの競合を制御している。そこ
で、ロギング情報の無効化、すなわち無効化情報のログ
への書き込みを各ブロックの書き込みの完了毎に行なう
のでなく、トークン返却時に行なうことで、無効化情報
の書き込みに要する負荷が軽減される。

【００４３】この手法が採用されるとき、同一ノード内
における１トークン取得期間内に実行される一つ以上の
書き込み処理に対し、無効化情報が一つしか存在しない
が、少なくとも無効化情報が存在する場合には復旧不要
であり、無効化情報が存在しない場合にはログに存在す
る該当ブロックに対する最後の更新データが有効である
ことが分かる。あるいは最後の更新データを抽出しなく
とも、有効な全データを順次ライトしていくことによ
り、実際に最後の更新データの状態にすることも可能で
ある。

【００４４】なお同様の手段として、ロック方式による
ディスク書込制御の際、ロックを解放する時点をもって
無効化情報を書く、ということが考えられる。

【００４５】この手法は、ロギング処理の負荷がそこそ
こ高く、かつあるプロセスにおけるファイル更新の範囲
が狭い（例えば特定ファイルに片寄っているなど）場合
に有効である。

【００４６】ディスクのアクセスがトークン制御されて
いるということは、あるノードがファイルのある部分を
更新している途上では該当部分のトークンを必ず保持し
ていることを意味する。従ってあるノードがダウンした
場合に該当ノードが保持していたトークンで更新可能な
全ての場所のパリティチェックを行うことは、パリティ
の整合性復旧の充分条件を満した処理となる。

【００４７】ただし、この処理はパリティ位置をロギン
グする場合と比較してその復旧範囲がより広くなる（最
悪の場合で全く等しい）、すなわち復旧所要時間の増大
を招く。

【００４８】このため、この機能を使用する条件をロギ
ングされたパリティ位置の情報が信頼性を失った場合に
限定することが望ましい。このような状況は、ログにア
クセス可能なすべてのノードがダウンした場合に起こり
得る。

【００４９】前述の、新規領域への書き込み後新旧ブロ
ックを差し換える方式では復旧処理というものは不要で
あった。パリティ位置をロギングする方式では、ログフ
ァイルを参照することにより、ダウン時に書き込み途上
であったために整合性が取れていない可能性のあるスト
ライプを特定可能である。これを対象としてパリティ再
計算を行う。計算前後でパリティ値が異なっている場合
にはストライプ情報を何らかの形で（ユーザあるいは管
理者等に）提示し、この新規パリティ値の書き込みを実
行する。これによりストライプの整合性が保証され、更
に、該当ストライプのダウン時に書き込みしていたデー
タ部分が意図しない値になっている可能性がユーザに提
示されていることにより必要であれば再度の書き込みを
指示出来る。なお、該当（正当な値が入っていない可能
性のある）データブロックがこの状態である（データと
しての正当性を欠く無効な情報である）ことはメタデー
タのディスクに記録し、不用意に該当データを用いない
ようにすること。また、パリティ再計算は、該当ストラ
イプを構成する全てのブロックが正常にアクセス可能で
あることを前提としている。この条件を満さない場合に
は、該当データブロック（およびアクセス不可能なブロ
ック）の（正当性のない旨の）メタデータへの記録を無
条件に指示する。

【００５０】ログにアクセスできない場合にダウンした
ノードが保持していたトークンで更新可能なすべてのス
トライプのパリティチェックを行なう方式ではダウン時
に実際にどのストライプを更新していたかの限定は不可
能となり、更新していた可能性のある範囲を示すにとど
まる。この場合にも該当範囲に属するストライプを対象
としたパリティ再計算とパリティ書き込みを行うのは前
述の通りである。ただし、今回は計算前後で異なる値の
パリティブロックが発生した場合には、該当ストライプ
情報を（意図しない値がはいってる可能性のある範囲と
して）提示する必要がある。

【００５１】トークンの情報すらも得られない場合、デ
ィスク（格納領域）全体をパリティ再計算範囲とする。
この場合には無保証範囲はパリティ計算不可能であった
ストライプ全体、及び、計算前後で値の異なっていたパ
リティブロックに関連するデータブロック群（ストライ
プ）全体である。

【００５２】（付記１）各ストライプがデータブロック
に加えてパリティブロックを有する、ＲＡＩＤファイル
システムにおけるデータブロックの更新方法であって、
（ａ）更新後のデータブロックおよびデータブロックの
更新に伴って更新された後のパリティブロックを、該デ
ータブロックが属するストライプ内の他のデータブロッ
クが格納されている外部記憶装置とは異なりかつ相異な
る外部記憶装置の未使用領域にそれぞれ書き込み、
（ｂ）更新後のデータブロックおよび更新後のパリティ
ブロックの書き込みが完了した後に、更新後のデータブ
ロックおよび更新後のパリティブロックが書き込まれた
領域を含んでファイルが構成されるようにメタデータを
更新するステップを具備する方法。

【００５３】（付記２）（ｃ）更新すべきデータブロッ
クが属するファイルに設定された属性に基いて、ステッ
プ（ａ）および（ｂ）によりデータブロックの更新を行
うか否かを決定するステップをさらに具備する付記１記
載の方法。

【００５４】（付記３）（ｄ）ステップ（ｃ）において
ステップ（ａ）および（ｂ）による更新を行なわないと
決定されるとき、更新個所を特定する情報を記憶した後
に更新後のデータおよび更新後のパリティをそれぞれ更
新前のデータブロックおよび更新前のパリティブロック
に上書きし、（ｅ）ステップ（ｄ）の終了後に前記更新
個所特定情報を無効化し、（ｆ）システム再開時に無効
化されていない更新個所特定情報が存在するとき、対応
するストライプについてパリティの再計算を行なうステ
ップをさらに具備する付記２記載の方法。

【００５５】（付記４）各ストライプがデータブロック
に加えてパリティブロックを有し、複数のノードからの
書き込みが可能である、ＲＡＩＤファイルシステムにお
けるデータブロックの更新方法であって、（ａ）更新個
所を特定する情報を記憶した後に更新後のデータブロッ
クおよび更新後のパリティブロックをそれぞれ更新前の
データブロックおよび更新前のパリティブロックに上書
きし、（ｂ）書き込みの権限がノードから返還されると
きのみ、前記更新個所特定情報を無効化し、（ｃ）シス
テム再開時において、無効化されていない更新個所特定
情報が存在するとき、対応するストライプについてパリ
ティのチェックを行なうステップを具備する方法。

【００５６】（付記５）各ストライプがデータブロック
に加えてパリティブロックを有し、複数のノードからの
書き込みの競合がトークンにより制御される、ＲＡＩＤ
ファイルシステムにおけるパリティの整合性の復旧方法
であって、ダウンしたノードに発行されていたすべての
トークンを特定し、特定されたトークンにより更新可能
なブロックのすべてについてパリティ整合性を復旧する
ステップを具備する方法。

【００５７】（付記６）各ストライプがデータブロック
に加えてパリティブロックを有する、ＲＡＩＤファイル
システムであって、更新後のデータブロックおよびデー
タブロックの更新に伴って更新された後のパリティブロ
ックを、該データブロックが属するストライプ内の他の
データブロックが格納されている外部記憶装置とは異な
りかつ相異なる外部記憶装置の未使用領域にそれぞれ書
き込む手段と、更新後のデータブロックおよび更新後の
パリティブロックの書き込みが完了した後に、更新後の
データブロックおよび更新後のパリティブロックが書き
込まれた領域を含んでファイルが構成されるようにメタ
データを更新する手段とを具備するＲＡＩＤファイルシ
ステム。（１） （付記７）更新すべきデータブロックが属するファイル
に設定された属性に基いて、前記未使用領域書き込み手
段およびメタデータ更新手段によりデータブロックの更
新を行うか否かを決定する手段をさらに具備する付記６
記載のＲＡＩＤファイルシステム。（２） （付記８）前記決定手段が未使用領域書き込み手段およ
びメタデータ更新手段による更新を行なわないと決定す
るとき、更新個所を特定する情報を記憶した後に更新後
のデータおよび更新後のパリティをそれぞれ更新前のデ
ータブロックおよび更新前のパリティブロックに上書き
する手段と、上書きの終了後に前記更新個所特定情報を
無効化する手段と、システム再開時に無効化されていな
い更新個所特定情報が存在するとき、対応するストライ
プについてパリティの再計算を行なう手段をさらに具備
する付記７記載のＲＡＩＤファイルシステム。

【００５８】（付記９）各ストライプがデータブロック
に加えてパリティブロックを有し、複数のノードからの
書き込みが可能である、ＲＡＩＤファイルシステムであ
って、更新個所を特定する情報を記憶した後に更新後の
データブロックおよび更新後のパリティブロックをそれ
ぞれ更新前のデータブロックおよび更新前のパリティブ
ロックに上書きする手段と、書き込みの権限がノードか
ら返還されるときのみ、前記更新個所特定情報を無効化
する手段と、システム再開時において、無効化されてい
ない更新個所特定情報が存在するとき、対応するストラ
イプについてパリティのチェックを行なう手段とを具備
するＲＡＩＤファイルシステム。（３） （付記１０）各ストライプがデータブロックに加えてパ
リティブロックを有し、複数のノードからの書き込みの
競合がトークンにより制御される、ＲＡＩＤファイルシ
ステムであって、ダウンしたノードに発行されていたす
べてのトークンを特定する手段と、特定されたトークン
により更新可能なブロックのすべてについてパリティ整
合性を復旧する手段とを具備するＲＡＩＤファイルシス
テム。（４） （付記１１）付記６〜１０のいずれか１項記載のＲＡＩ
Ｄファイルシステムをコンピュータに実現させるプログ
ラム。（５）

【００５９】

【発明の効果】以上説明したように、本発明では以下の
効果が期待できる。

【００６０】（１）書き込み途上においてノードダウン
が生じた場合でもデータの出実（新旧どちらかの状態に
限定され中途半端な状態にはならない）とパリティ整合
性は確保される。

【００６１】（２）上記処理が一定負荷を覚悟した場合
でなければ使用できない状態では代替手段が存在し、少
なくともダウン発生以後もパリティ整合性の保証は確保
できる。

【００６２】（３）上記整合性を復元するにあたり必要
な所要時間を必要最小限に出来る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施形態に係るファイルシステムの
ブロック図である。

【図２】データブロックおよびパリティブロックの更新
途中の状態を示すブロック図である。

【図３】データブロックおよびパリティブロックの更新
完了後の状態を示すブロック図である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き Ｆターム(参考） 5B065 BA01 CA30 EA03 EA12 EA31 5B082 CA01

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 各ストライプがデータブロックに加えて
   パリティブロックを有する、ＲＡＩＤファイルシステム
   であって、 更新後のデータブロックおよびデータブロックの更新に
   伴って更新された後のパリティブロックを、該データブ
   ロックが属するストライプ内の他のデータブロックが格
   納されている外部記憶装置とは異なりかつ相異なる外部
   記憶装置の未使用領域にそれぞれ書き込む手段と、 更新後のデータブロックおよび更新後のパリティブロッ
   クの書き込みが完了した後に、更新後のデータブロック
   および更新後のパリティブロックが書き込まれた領域を
   含んでファイルが構成されるようにメタデータを更新す
   る手段とを具備するＲＡＩＤファイルシステム。
2. 【請求項２】 更新すべきデータブロックが属するファ
   イルに設定された属性に基いて、前記未使用領域書き込
   み手段およびメタデータ更新手段によりデータブロック
   の更新を行うか否かを決定する手段をさらに具備する請
   求項１記載のＲＡＩＤファイルシステム。
3. 【請求項３】 各ストライプがデータブロックに加えて
   パリティブロックを有し、複数のノードからの書き込み
   が可能である、ＲＡＩＤファイルシステムであって、 更新個所を特定する情報を記憶した後に更新後のデータ
   および更新後のパリティをそれぞれ更新前のデータブロ
   ックおよび更新前のパリティブロックに上書きする手段
   と、 書き込みの権限がノードから返還されるときのみ、前記
   更新個所特定情報を無効化する手段と、 システム再開時において、無効化されていない更新個所
   特定情報が存在するとき、対応するストライプについて
   パリティのチェックを行なう手段とを具備するＲＡＩＤ
   ファイルシステム。
4. 【請求項４】 各ストライプがデータブロックに加えて
   パリティブロックを有し、複数のノードからの書き込み
   の競合がトークンにより制御される、ＲＡＩＤファイル
   システムであって、 ダウンしたノードに発行されていたすべてのトークンを
   特定する手段と、 特定されたトークンにより更新可能なブロックのすべて
   についてパリティ整合性を復旧する手段とを具備するＲ
   ＡＩＤファイルシステム。
5. 【請求項５】 請求項１〜４のいずれか１項記載のＲＡ
   ＩＤファイルシステムをコンピュータに実現させるプロ
   グラム。