JPH03505643A - 複数の記憶域クラス用のファイルシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるため要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】

複数の記憶域クラス用のファイルシステムｌ見二ヌＪ れた著　　の放棄 この特許書類の開示の一部分が、著作権が諸求されている事柄を含んでいる。こ の著作権者は、米国特許商標局の特許ファイル即ち記録に見られるように、この 特許書類即ちこの特許の開示を為した者の何れによるファクシミリによる複製に 対しても異義を有さないが、他の全ての権利は保有するものである。 ｌ豆幻旦１ 本発明は、インターフェースを提供し、データ処理システムのデータのユーザと 斯かるデータを記憶する設備との間にアクセス経路を設置するシステムに関する 。特に、本発明は、複数のアクセス経路の使用を最適化するように適合すること ができるファイルシステム、及び斯かるシステムの作動要件を満たす使用可能な 記憶ハードウェアを提供するものである。 ｍ同辺亙Ｉ コンピュータシステムであって、そのシステムによって処理するデータの量が美 大なものが開発されている。例えば、エグザパイト（ｅｘａｂｙｔｅｓ）台の多 量のデータを取扱うことができ、数百の直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＯ５）を 通して広がっているデータ記憶装置が提案されている。斯かるシステムの個々の ファイルは、１０ギガバイト（１０″０バイト）もの高さであることが提案され ている。斯かる大きな記憶装置は、クラッシュの後の記憶装置全体の復元に何時 間も又は何日もかかることがあるため、非常に信頼性が高くなければならない、 加えて、これらの記憶装置は、データの効率のよい使用を可能とするためには、 非常に高いデータ転送速度を維持しなければならない。更に、斯かる大きなデー タシステムを使用不能にするような故障が一箇所もないことが望ましい。 斯かるデータシステムのサイズ、速さ及び信頼性への要求は、スーパーコンピュ ータの容量の目覚しい増加、及び、より遅いコンピュータによって使用される大 きなデータ記憶装置の増え続ける数と歩調を合せ続けるであろう。 データのユーザ、コンピュータシステムにおけるバッファ及びコンピュータシス テムの外部記憶装置の間のインターフェースを提供する先行技術のファイルシス テムは、ユーザによるファイルへのあらゆる個々の要求のために一つのアクセス 経路を設置することにより作動していた。これは、データを記憶する装置が非常 に少ない限りにおいては、まさに理に適っている。しかし、多くの記憶装置及び 多くの独立したアクセス経路を備え７′：＃ｌ成であって、そのアクセス経路を 通して個々の要求に応答してデータを並行して転送できる構成においては、シス テム制御プログラムの一つの要求あたり一つのアクセス経路という制限は、外部 記憶装置と内部記憶装置との間のデータの転送を要求する与えられたタスクのた めの応答時間を大きく制限する。 先行技術のファイルシステムは、第１図に示す線図を参照して特徴を記述するこ とができる。この先行技術のファイルシステムが内で走行するコンピュータシス テムは、データのユーザに対応する複数のアプリケーションプログラムを含む、 幾つかのアプリケーションプログラムは、データペースドライバ等のようなプロ セシングサブシステム（ＳＳ）であることがある。これらのアプリケーションプ ログラムＡ、又はサブシステムは、アクセス要求をユーザインターフェースエを 通してコンピュータ内のバッファスペースに生成する。与えられたトランザクシ ョンによって必要とされるデータがバッファ空間に位置付けされていないとする と、システム制御プログラムｓｃＰが、前記必要とされるデータを不揮発性記憶 装置から検索することのできるデバイスドライバを通して、アクセス経路を設定 する。 バッファ空間の管理は、多数のユーザのある多数のデータファイルを偏えたデー タ処理システムにとって大きな作動上のボトルネックである。ユニックスでは、 バッファ空間は、バッファ空間が・一杯になると、現在のトランザクションのた めにスペースを作る単純なアルゴリズムによってページがバッファがら解放され るという、現在ではまず使用されない方法で管理されている。しがしながら、全 てのユーザが同じバッファプールを供用しているため、解放されるスペースが、 そのシステムを走行する他のプログラムにとって重要でないという保証はない。 しかも、非常に大きなマイグレーションを行った場合には、バッファブールはす ぐに使い果たされてしまい、マイグレーションの間池のユーザをシステムからし っかりと締め出してしまう。 ＭＶＳ等の他のオペレーティングシステムでは、バッファ空間は、バッファプー ルのグループに割当てられている。各バッファブールは、バッファ空間にアクセ スするユーザ又はサブシステムによって基本的に独立して管理される。バッファ 空間をユーザ間に分配することにより、各トランザクションのためのジャーナル 機能を行うトランザクション制御システムにおいて要求されるような、データの ページのより適切な制御を行うことができる。しかしながら、バッファ空間を複 数のユーザ間に静的に割当てることにより、データ処理システムの全体にわたる 性能に影響する無駄が起こる。例えば、与えられたシステムが、−日のある特定 の時間内では活動状態にあり、池の時間内では非活動状態にある。しかしながら 、サブシステムの部分にアクションがなければ、そのバッファ空間は、大量のバ ッファ空間を使おうにも使えないままにしながら一日中割当てられたままである 。に■ｓをペースにしたシステムにおけるバッファ空間をユーザ間に効率よく割 当てる問題は、多大な′ｊＩＩｆｇを消費し、データ処理システムの操作をユー ザにとって極めて複雑にする大きな作動上の問題である。 したがって、多数のアクセス経路を利用し、サイズが数バイトから数百ギガバイ ト以上のファイルへの効率の良いアクセスを提供することができるファイルシス テムが必要とされている。そのようなファイルは、効率の良いトランザクション のジャーナリング及びデータベース処理を可能とするように増進されていなけれ ばならない。しかも、このファイルシステムの作動が便利で自動化されており、 出現してくる記憶装置の工業技術に適合できることが望ましい。更に、使用中の °ファイルについての保守、マイグレーション及びエラー修正と同時のデータへ の連続アクセスを可能にするファイルシステムを提供することが望ましい。 １１立薫１ 本発明は、データ処理システムの複数のユーザによるアクセスのためのデータフ ァイルを管理する装置であって、前記データ処理システムが、バッファリングの ための内部記憶装置、外部記憶装置、及びファイルユーザインターフェースを含 み、前記ファイルユーザインターフェースにより複数のユーザがデータファイル へのアクセスを要求するものである′ｍ置を提供する。この装置は、ファイルユ ーザインターフェース及び内部記憶装置に接続され、複数のユーザによりアクセ スされるデータの一時記憶域のために内部記憶装置を割当て、前記割当ての支援 に外部記憶装置により）・ランザクジョンの要求を生成する、ための第一のレベ ルを備えている。第二のレベルが、外部記憶装置へのデータの記憶及び外部記憶 装置からのデータの検索のためのトランザクションを管理するため、前記第一の レベル及び外部記憶装置に接続され且つ外部記憶装置を用いるトランザクション の要求に応答する。 このシステムは、多数の記憶装置及びアクセス経路を備えているのが良く、前記 アクセス経路は、それを通してデータを内部記憶装置と外部記憶装置との間で転 送することができるものである。 斯かるシステムにおいては、第２のレベルが、トランザクションのデータファイ ル主体を外部メモリ内のロケーションに割当てる予め指定されたパラメーターに より特徴付けられる複数の物理記憶域クラスを形成する。トランザクションの要 求に応答して、第２のレベルはトランザクションのデータファイル主体に割当て られた複数の記憶域クラスのうちの一つを識別し、適正な外部メモシ内のロケー ションを用いてトランザクションを実行する。 複数の記憶域クラスのうちの少なくとも一つは、斯かる記憶域クラスに割当てら れたデータファイルを含むトランザクションのための複数のアクセス経路の並行 利用を提供する。更に、記憶域クラス用の少なくとも一つの予め指定されたパラ メーターが、主体（ｓｕｂｊｅｃｔ）データファイルにとって所望の信頼性のレ ベルを識別する。そのパラメーターに応答する第２のレベルは、エラー修正コー ドを生成するか、又は鏡映型（ｍｉｒｒｏｒｉｎｇ−ｔｙｐｅ）の信頼性システ ムの複写を行い、鏡映されたデータ又は生成されたエラー修正コードを外部メモ リ内のロケーションに割当てる。割当てられたデータファイルからデータを検索 するトランザクションのために、第二のレベルは、エラーを検知し、修正する手 段を含む。 第一のレベルは、ＩｊＩ数のユーザ間に割当てられた内部記憶装置内のロケーシ ョンの依存性を指定するための依存性グラフ等の手段を含む。前記依存性に応答 して、第１のレベルは、ロケーションの位置付け、ジャーナリング及び解放を複 数のユーザには透明な方法で提供する。適正な方法で依存性を指定することによ り、内部記憶装置の大滅的平均化が達成される。ユーザには透明なエラー修正と ともに、記憶域クラスの動的な割当てを提供することにより、ファイルシステム は、エラー修正トランザクション間の連続作動及びデータのある記憶装置から他 の記憶装置への再割当てを要求することのできるトランザクションを保証しなが ら、高度の耐故障性を示す。 好ましいシステムでは、記憶域クラスのうちの一つがレコードレベルのストライ ビング用に提供される。斯くして、他の一つの特徴によれば、高いデータ転送速 度を達成し、しかもエラー脩正コード及び回復方法と協働して非常に大きなファ イルシステムに関して向上したデータ使用可能性及び信頼性を達成する、パラメ ータ一式のレコードレベルのストライビングを備えたコンピュータシステム内で データの入力−出力を行う効率のよい方法を提供する。この特徴によれば、本発 明は、局所セルＬ　Ｃｔであって、ｉが１乃至Ｘであるもののシーケンスを含む データファイルの記憶装置として特徴付けることができる。ファイル内の各セル は、データファイルのユーザによる少なくとも一つの転送の基本単位（ブロック ）含む。この装置は、磁気テープ、磁気ディスク、又は何れかの他の不揮発性記 憶装置等のデータを記憶するための複数の記憶ユニットを備えている。複数の入 力−出力（Ｉｌｏ）経路Ｐ１であって、ｎが１乃至Ｎであるものが含まれている 。複数の経路の各々は、複数の記憶ユニットのサブセットに接続されているため 、複数の経路を通して複数の記憶ユニットへ及び複数の記憶ユニットからデータ のブロックを伝送することができる。制御ユニットが、前記複数の経路に接続さ れ、局所セルＬ　ＣＩのシーケンスを少なくとも一つの前記複数の記憶ユニット のサブセットに割当てて局所セルＬ　ＣＬが経路Ｐ１に接続された記憶ユニット に記憶され、局所セルＬ　Ｃｉ−ｓが経路Ｐｋ、ここでｋはｎとは等しくない、 に接続された記憶ユニットに記憶されている。 本発明の一実施態様によれば、局所セルＬ　Ｃｒが記憶される経路は（（Ｕ−１ ）閣ｏｄＮ）＋１）に等しく；Ｎ個の局所セルがＮ個のアクセス経路を通して並 行にアクセスすることができるセルを形成する。 そのほか、局所セルの前記経路を通して割当てるいろいろな方法のパラメータ一 式選択を、同じ記憶ユニットのセットについてすることができるため、個々の装 置の速度、与えられたファイルのセル及び局しよせるのサイズ並びにファイルを 使用しているプログラムによるデータ処理の量を合致させることができる。 本発明の他の一つの特徴によれば、ファイル内のＮ−１個の各局所セルのために 、Ｎ−１個の局所セル用の修正コードからなる修正ブロックが生成される。追加 の経路であって、それを通して修正ブロックをデータファイル内に割当てること ができるものを提供することにより、以前には修正不能であった与えられた経路 を通してのアクセスの間に検知されたエラーの修正をすることができる。あるフ ァイルシステムの性能を高めるために、工）−修正ブロックの割当てを、修正ブ ロックへの多重アクセスを要求するファイルシステム用のＮ個の経路を通して回 転することができる。更に、修正ブロック用の追加の経路を使用することにより 、エラー修正体系を拡張して多重エラー修正を提供することができる。 本発明によるファイルシステムは、広範な種類の作動要求に適合可能である。例 えば、標準的なユニツクスフアイル構造を反映する一つの記憶クラスを形成する ことができる。勿論、他の現存するファイルシステム構造を満たすよう、記憶域 クラスを形成することも可能である。 多くのアプリケーションが、高速逐次処理を要求している０個々の装置の最高速 転送速度を利用するため、本発明によりトラック、シリンダーのような装置の形 態を表す、ある記憶域クラスを形成することもできる。更に、多数のアクセス経 路を並行して提供することにより、各経路はその経路が取り付けられる装置に最 大転送速度を提供する者であるため、極めて高い逐次処理速度を達成することが できる。 オペレーショナルデータベースは、一方、バッチ処理、画像コピー及びデータベ ースの回復の他に、ブロック内に含まれる小さな対象への効率の良いランダムな アクセスを典型的に要求する。 適当な記憶域クラスの定義を使用することにより、逐次アクセスを要求された速 さで実行することができる。信頼性の要求は、適当な信頼性パラメーターを通し て満足することができる。結局、高ランダム更新速度には鏡映等の信頼性機能を 使用するのが最適であり、一方低ランダム更新にはパリティをベースにした信頼 性システムを使用するのが最もふされしい。 ＣＡＤ／ＣＡＭデータベース等の非オペレーショナルデータベースは、しばしば 数メガバイトのデータを有す、る対象によって特徴付けられる。数個のセルに平 均的な対象を含むことのできる記憶域クラスを使用することが、斯かるシステム の性能に取って非常に有益第１図は、先行技術によるファイルシステムのブロッ ク図である。 第２図は、本発明を包含するファイルシステムのブロック図である。 第３図は、本発明によるファイルシステムのデータフロースルーレベルを示すブ ロック図である。 第４図は、本発明によるファイルシステムのレベルの構造を示す図である。 第５図は、複数の入力−出力路及び多数の物理的記憶装置を有するデータ記憶サ ブシステムを備えたコンピュータシステムのブロック図である。 第６図は、本発明によるデータファイルの略図である。 第７図は、論理ディスク及び使用可能経路概念を示す図である。 第８図は、エラー修正機構のない、本発明によるデータファイルの論理機構を示 す。 第９図は、第５図のファイルのレコードレベルストライビングを実行するＩＤＡ Ｗリストを示す。 第１０図は、単一エラー修正機構を備えた、本発明によるデータファイルの論理 機構を示す。 第１１図は、第７図のファイルのレコードレベルストライビングを実行するＩ　 ＤＡＷリストを示す。 第１２図は、エラー修正ブロックが記憶される経路を回転させる、単一エラー修 正機構を備えたデータファイルの論理機構の図である。 第１３図は、第９図のファイルのレコードレベルストライビングを実行するＩＤ ＡＷリストを示す。 第１４図は、本発明による二重エラー修正機構を組込んだ、データファイルの論 理構成の図である。 第１５図は、第１１図のファイルのレコードレベルストライビングを実行するＩ ＤＡＷリストを示す。 第１６図は、本発明によるストライビングドライバのための戦略ルーチンのフロ ーチャートである。 第１７図は、入力／出力オペレーションが絆了するとストライビングドライバに 呼出されるルーチンである。 第１８図は、入力／出力処理によって報告されたあらゆる失われたデータを回復 させるよう作動する回復ルーチンである。 第１９図は、本発明の二重エラー検査修正（ｄｏｕｂｌｅ　ＥＣＣ）実行用のエ ラー修正のためのルーチンである。 第２０図は、システムを構成するのに使用されるルスドライビングドライバ用の 入力／出力制御ルーチンである。 第２１図は、ストライブされた装置のために主入力／出力を準備するためのルー チンである。 第２２図は、ユーザによって指定された所望のエラー修正のレベルのパラメータ ーによるエラー修正ブロックを生成するためのルーチンである。 第２３図は、単一エラー修正用のパリティデータを生成するためのルーチンであ る。 第２４図は、ある一つのデータ領域から他の一つのデータ領域まで排他的論理和 を行うためのルーチンである。 第２５図は、本発明による二重エラー修正ブロックを生成するためのルーチンで ある。 第２６図は、本発明によるストライプされた入力／出力のためのＩＤＡＷリスト を生成するためのルーチンである。 好ましい　　　様の 図面を参照して、本発明の詳細な説明をする。第２〜４図を参照して、ファイル システムの機構が説明されている。第５図を参照して、ハードウェアシステムの 概観が示されている。第６〜１５図を参照して、本発明によるパラメータ一式記 録ストライビングの実施（ｉｌＩｌｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎ）が説明されてい る。第１６〜２６図を参照して、パラメータ一式ストライビングのソフトウェア の一実施！！！！様の実施の詳細が説明されている。　３７　ＣＦＲ’ｊｒ　１ ．９６（ａ）（ｉｔ）に従う開示には追加があり、第１６〜２６図を参照して説 明した実施態様の重要部分の原始コードの例を示している。 ■、　　イルシステム構 第２図は、本発明によるファイルシステムのブロック図である。 第２図に示すファイルシステムは、ユーザインターフェースＩとコンピュータシ ステムの内部記憶装置４１を備えているバッファスペースとの間にバッファブー ル管理プログラム４０を与えている。バッファブール管理プログラム４０は、シ ステムの複数のユーザによってアクセスされるデータを一時記憶するため内部記 憶装ｆｆ１４１を割当てており、バッファプールの割当ての助けに外部記憶装置 ４４へのトランザクションの要求を生成する。記憶制御プログラム４２は、デバ イスドライバ４３と協同してバッファブール管理プログラム４０によって生成し たトランザクションの要求に応答し、外部記憶装置へのデータの記憶及び外部記 憶装置からのデータの検索をするため外部記憶装Ｎ４４でトランザクションを管 理する。特定のファイルパラメータに応答するバッファスペース４０の管理は、 プログラムのユーザの負担を軽くしてきたものであり、ユーザインターフェース エの下に位置している。更に、外部記憶装置によるトランザクションの要求の生 成は、バッファブール管理プログラム４０の下に位置してきたものであり、更に 斯かる操作からユーザを切り離している。 第３図は、本発明によるファイルシステムの好ましい実１１！態様のより詳細な ブロック図である。バッファスペースは、図面を簡明化するため第３図には示し ていない。 第３図に示すファイルシステムは、ファイルユーザインターフェースエに接続さ れたファイルサーバ３０を含んでいる。前記の好ましい実施Ｒ様のファイルユー ザインターフェースエは、アムダール単位タスクシュミレータ（／ｖｄａｈｌυ ＴＳ）オペレーティングシステムにより実行するようなユニクラスＶ　Ｒ３イン ターフェースであるが、ユーザにより他のいかなるインターフェースが指定され てもよい。そのため、ファイルユーザインターフェースエに対して書込まれたい かなるプログラムも、前記の好ましい実１１！態様において、そのファイルシス テムで作動するが、バッファスペースの割当て及び外部記憶装置によるトランザ クションの制御は、ユーザには見えない。 ファイルユーザインターフェースエの下に、前記ファイルシステムはバッファ管 理を提供するファイルサーバ３０を含んでいる。 ファイルサーバ３０の下には、ファイルサーバ３０への無限線形アドレス空間（ ｉ■ｅｎｓｅ　１ｉｎｅａｒ　ａｄｄｒｅｓｓ　５ｐａｃｅ）を防止する論理記 憶域クラス３１がある。論理記憶域クラスサーバ３５が、論理記憶域クラス３１ の割当ての制御をしている。論理記憶域クラス３１の下には、外部記憶装置によ るトランザクションの現実の管理を行う物理記憶域クラスサーバ３２がある。物 理記憶域クラスサーバ３２には、チャンネルプログラムを作成し、エラー回復ア ルゴリズムを行い、フィルタリング等の他のサービスを提供するＩｊｌｌ数のデ バイスドライバ３３が接続されている。 ファイルシステムの各々のサーバ３０．３５．３２．３３には、デーモン（ｄｅ ｃｏｎ）プログラムが連携して、それぞれのサーバの機能性（ｆｕｎｃｔｔｏｎ ａｌｉｔｙ）の制御をするためのユーザインターフェースを提供する。したがっ て、ファイルサーバデーモン３４、論理記憶域クラスデーモン３５、物理記憶域 クラスデーモン３６及びデバイスドライバデーモン３７がある。一実施態様にお いては、デーモン３４．３５．３６．３７は、ファイルユーザインターフェース エを介してファイルシステムと連絡している。その代わりに、それらは、所望で あれば、特定のシステムの要求をみたすように適合されていてもよい。 第４図は、分Ｉｌｌ　（ｉｓｏｌａｔｉｏｎ）及びレイヤリング（ｌａｙｅｒｉ ｎｇ）を施した好ましいシステムの構造を示す。第４図は、多数の独立したファ イルサーバＦＳＩ、ＦＳ２、ＦＳ３、ＦＳ４及びＦＳ５を備えたファイルシステ ムの模式図である。これらのファイルサーバテム各々は、複数のユーザに接続さ れる。それらの多くは、実際データ処理システムの連続作動を助けるようユーザ からファイルシステムへの多数の経路を提供するために、複数のユーザの一つの 同一のプールとして、又は複数のユーザの重複する複数のブーＪしとしての役割 をしてもよい。第４図には、また、重複する論理記憶域クラスＬＳＣＩ及びＬＳ Ｃ２が示されている。ＬＳＣＩは、ファイルサーバＦＳＩ〜ＦＳ４に接続されて おり、一方ＬＳＣ２は、ファイルサーバＦＳ２〜ＦＳ５に接続されている。この ことが、連続作動のために必要なファイルシステムを通る多数の経路を提供する ものである。 同様に、複数の物理記憶域クラスサーバＰＳＣＩ〜ＰＳＣ３及び物理記憶域クラ スドライバと相互接続した（ｃｒｏｓｓ−ｃｏｕｐｌｅｄ）複数のデバイスドラ イバＤ１〜Ｄ５がある。見て分かるよう

【：、ファイルサーバ３及びファイルサ ーバ４と接続されたユーザ＋ｉ、どこの一箇所が故障してもファイルシステムの 連続作動が保証される。−レベルにおける各サーバは、次のより高いレベ！しの 多数のサーバによって使用することができる。加えて、各サーバは、次のより低 いレベルの数個のサーバのサービスを含む事ができる。 このことは、各レベルによる機能の複製（ｒｅｐｌｉｃａｔｌｏｎ）を可能にし ている。 各レベルのサーバは、そのレベルの正常作動（ｎｏｒｍａｌ　ｏｐｅｒａ−ｔｉ ｏｎ）の実行及び例外の発生の認識の遂行能力がある。いかなる例外も連携する デーモンｌ：より処理される。このデーモンは、例外があると必ず作成されるト ランザクション処理（ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｐｒｏｅｅｓｓ）として実行する 。耐故障性及び連続作動には、サーバに関するパーマネントデータの存在が必要 である。これらのデータは、連携するデーモンにより維持することができ、使用 するためにサーバによってアクセスされる。この好ましいシステムは、４つのレ ベルからなるが、より複雑な構造である事も勿論可能である。 ファイルサーバレベルにおいて、システムのユーザによって使用されるような異 なるファイル構造のためのサポートが備っていてもよい。ユニクラスＶ　Ｒ３フ ァイルインターフェースだけを備えたシステムでは、ファイルはユーザにわかる ような線形バイト本位アドレス空間（ｌｉｎｅａｒ　ｂｙｔｅ−ｏｒｉｅｎｔｅ ｄ　ａｄｒｅｓｓ　５ｐａｃｅ）として処理される。索引構造等の他の周知の構 造をサポートする事もできる。 論理記憶域クラスレベルにおいては、線形アドレス空間がファイルサーバに向け られている。ファイルサーバは、線形アドレス空間を得、修正し、解放すること ができる。線形アドレスのために、空間は、エグザバイｌ−（ｅｘａｂｙｔｅｓ ）のオーダーに予見することができる。 物理記憶域クラスレベルでは、論理デバイスが論理記憶域クラスに向けられてい る。論理デバイスは、論理記憶域クラスの物理記憶域クラスへのパラメータ式マ ツピングに基づいて実デバイスから作成される。物理記憶域クラスの特性は、以 下に、より詳細に説明する。 デバイスサーバレベルにおいては、記憶デバイスが物理記憶域クラスに向けられ ている。これらのデバイスは、物理デバイスとぴったり一致するが、それらは線 形アドレス空間の視点（ｖｉｅｗ）を示し、多数の同時の要求を許容し、データ フィルター等の高度な機能を取扱うように適合することができる。 個々のレベルの機能及びそれらの互いの関係を以下に説明する。 各サーバ及びその連携デーモンは接続されている。サーバは、正常作動を実行し 、ファイルシステムにおけるパーマネントプロセスとして走行する。パーマネン トプロセスは、デーモンによって維持されるパーマネントデータに由来する一時 データを使用している。デーモンは、その連携するサーバにより報告された例外 を処理する。デーモンは、一時プロセスとして走行しながら、ユーザ及びシステ ムアプリケーション及びトランザクションとも連携することができる。 ファイルサーバ機能は、以下を含むものである。 １）ファイル内のデータの位置を決定する。 ２〉アップデートを連携するジャーナソング（ｊｏｕｒｎａｌｉｎｇ）を備えた 永久記憶装置に依存グラフ（ｄｅｐｅｎｄｅｎｃｙ　ｇｒａｐｈ）を用いて同期 させる。 ３）多数の同時の要求を許容する。 ファイルサーバデーモン機能は、以下を含むものである。 １）プログラムの状態についての永久情報及びファイルに関する情報を保持し、 更新する。 ２〉論理記憶域クラスデーモンと連絡する。 論理記憶域クラスサーバ機能は、以下のとおりである。 １）多数のファイルにスペースを割当てる。 ２）デーモンに例外について知らせる。 ３）デーモンの指示により効用機能（ｕｔｉｌｉｔｙ　ｆｕｎｃｔｉｏｎｓ）を 実行する。 ４）多数の同時の要求を許容する。 論理記憶域クラスサーバデーモンは、以下の機能を提供するものである。 １）論理記憶域クラスの線形記憶空間へのファイルのマツピングについての情報 を維持する。 ２）ファイルサーバ及び物理記憶域クラスデーモンと連絡する。 ３）データの複製及び再配置を監視する。 物理記憶域クラスサーバは、以下の機能を提供するものである。 １）記憶域クラスをファイルに割当てる。 ２）多数の経路の作成、ファイルへのエラー修正の付加、及びファイルの回転（ ｒｏｔｘｔｉｎｇ）を含め、ストライビングを以下に述べるように完結させる。 ３〉デバイス複製機能を行う。 ４）データの読み取りに最良のデバイスを選択する。 ５）ファイルの更新のための方式（ｓｔｒａｔｅｇｙ）を選択する。 ６〉デバイスサーバにたいする外部記憶装置によるトランザクションの要求を作 成する。 ７）連携するデーモンに例外について知らせる。 ８）多数の要求を平行して許容する。 ９）エラー修正情報からデータを再起（ｒｅｂｕｉｌｄ）する。 物理記憶域クラスデーモンは、以下の機能を提供する。 １）マツピングの方式、エラー状態についての情報を維持し、データファイルへ の進行をｇ復する。 ２）！理記憶域クラス及びデバイスでリバーデーモンどと連絡する。 ３）データを複製し再配置する。 デバイスサーバ機能は、以下を含む。 】）チャンネルプログラムを起こす（ｂｕｉｌｄ）。 ２〉デバイス割込みを監視する。 ３）デーモンに例外を報告する。 ４）多数の要求を平行して許容する。 ５）ｆｆｌ先された要求（ｐｒｉｏｒｉｔｉｚｅｄ　ｒｅｑｕｅｓｔ）を許容す る。 ６）強制排除する（ｐｒｅｅＩｐｔｉｖｅ）要求を許容する。 ７）フィルター等の拡張機能を許容する。 デバイスサーバデーモンは、以下の情報を提供する。 １）デバイスジオメトリ−、デバイス接続又は接続形態（ｄｅ−ｖｉｃｅ　ｃｏ ｎｎｅｃｔｉｏｎ　ｏｒ　ｔｏｐｏｌｏｇｙ）、デバイス及び接続スピード、デ バイス及び接続使用（ｕｓａｇｅ）、エラー履歴、デバイスのプールへの編成に ついての情報を維持する。 ２）物理記憶域クラスデーモンと連絡する。 ３〉デバイス複製を行う。 工１．ファ　ル　薯の機 本発明によるファイル構造は、五つの層を参照して概観することができる。 ユーザー−これは、応用プログラムファイル仕様（ｓｐｅｃｉｆｉｃａ−ｔｉｏ ｎ）である。 ファイルー−これは、ユーザに見えるような線形アドレス空間である。 論理記憶域クラスーーこれは、ファイルサーバによってファイルがマツプされて いる名前付きの線形アドレス空間である。このレベルにおいては、ファイルサー バによって割当てられた空間のサイズのみがファイル構造にとって重要な事柄で ある。 物理記憶域クラスーーこれは、論理記憶域クラスの性能及び信頼性のためにする 物理デバイスへのマツピングである。これは、以下に説明するように記憶域クラ スパラメーターによって定義された特性を示す物理媒体から構成された論理記憶 媒体と考えることができる。 物理記憶装置−一デバイスドライバを通しての線形アドレス空間としての物理媒 体の表示、この物理媒体は、コンピュータシステムに対して外部であると考えら れるいかなる記憶装置であってよく、典型的には非＃１発性である。この仕様の ためには、ファイル構造における並びのより早い層は、より高いレベルの層であ る。 このファイルシステムによれば、以下の条件が真である。 １）各層は、他の層から論理的に独立である。 ２）層の内部構造は、互に独立である。 ３）層は、メツセージ規約（ｐｒｏｔｏｃｏｌｓ）又は共用記憶装置を介して互 に連絡できる。いろいろな層をいろいろな連絡方法に適合させることができる。 ４）データの移動即ち再配置を取扱うユーティリティーは、ユーザモードで実行 されるのではなく、ファイル構造の層に統合される。 ５）ファイル構造の個々の層についての構造情報は、データベースに保持され、 ファイル構造に対して内部のトランザクションによって修正することができる。 ６）ユーザは、一度に多数のトランザクションの要求を発行することかできる。 ７）多数プロセスを要求の取扱いに使用することができる。 ファイルシステムは、現（ｃｕｒｒｅｎｔ）ユーザインターフェースで作動し、 観察されたアクセス特性によって、又は連携するデーモン又はその他のものを通 して与えられた演算ヒント（ｏｐｅｒａｔｉｏｎａｌｈｉｎｔｓ）を通してアク セス方式を最適化する。したがって、ファイルシステムは、ファイルシステムへ の現在の計画されたアクセスパターンについての情報を与えるアプリケーション を許容する向上したインターフェースを提供することができる。 ＩＩ工、アクセス　び データのアクセスはファイルサーバレベルの内部バッファ空間を使用するための 位置付け（ＬＯＣＡＴＥ）、解除（ＲＥＬＥＡＳＥ）及びジャーナル要求によっ て制御される。位置付は機能は、読み取り、アップデート又は書込型の要求であ ってもよい、読み取られた要求は、他の要求者からのデータへの変化によって、 外部記憶装置へのデータ領域の並行するバッファの書込みを許容しながら、存在 するデータ領域を位置付けする。更新要求は、外部記憶装置へのデータ領域の並 行するバッファの書込を防止しながら、存在するデータ領域を位１付けする。書 込機能は、最終的に存在するデータに前もってアクセスすることなしにデータを 書込み、外部記憶装置への並行するバッファの書込を防止する。以下のパラメー ターが、位置付は機能に利用できる。 １）　　５ＥＱ−一現アクセスは、逐次的である。データは要求に先立って検索 される（ｒｅｔｒｔｅｖｅｄ）べきであり、使用されていたデータは廃棄される （ｄｉｓｃａｒｄｅｄ）べきである。 ２　）　　ＲＡＮＤ−一現アクセスは、ランダムである。要求されたデータのみ が、検索されるべきである。 ３　）　　５ＴＲｘ　−’−１アクセスで平均して検索されるべきデータのサイ ズ。Ｘはバイトの数、ＳＴＲはｓｔｒｉｎｇの省略である。このパラメーターは 、好ましいバッファのサイズを示（ｉｎｄｉｃａｔｅ）すため、ファイルが開い ている時に使用すべきであることに注意する。 ４　）　　４０ＫＥＮ−一トークンは、位置付は要求により復帰し、データ領域 又は利用されているバッファを識別する。このパラメータは随意であり、それは プロセスの識別は、いつでも暗黙トークンとして割当てることができるからであ る。 特殊なバッファ方式のためのアプリケーションは、ストリングがストライビング ドライバにより定義されるようなセルよりも小さくなければならない；多重スト リングの長さが定義された場合に、何れの対にあっても、一つのストリングは他 のストリングの倍数であるべきである；及び単一（ｓｊｎｇｌｅ）要求は、ＳＥ Ｑバラメー限を受ける。 異なるバッファプールのデータ間の保全性は、ファイルシステムによって維持さ れ、ストリングサイズ間のコンフリクトは、ある仕様に優先権（ｐｒｅｆｅｒｅ ｎｃｅ）を与えるシステム、又は折衷を表す数を使用するシステムによって解消 する。保全性アルゴリズムの正確な性能（ｎａｔｕｒｅ）は、特定のアプリケー ションの要求を満たすように仕上げることができる。 具体化（ｅｘｔｅｒｎａｌｉｚａｔｉｏｎ）に対してブロックされていたバッフ ァは、解除要求によって解放されなければならない。解除要求は、位置付は要求 により得られるトークンによって表現される（ｒｅｐｒｅ−ｓｅｎｔｅｄ）。こ のパラメーターは、解除要求の後でどのデータ領域が具体化に対して保護する必 要が有るかを定義する。 プロセスが終了すると、そのプロセスと連携する全てのデータ領域は、トークン としてのプロセスの識別を用いることにより暗黙解除される。 修正は、ジャーナル要求によって記録される（ｊｏｕｒｎａｌｅｄ）。プロセス は、以下のパラメータを指定することができる。 １　）　　ＴＹＰＥ　−−ｔｙｐｅは、ジャーナルレコード形式を指定する。 特別なアプリケーションのために特定のジャーナルの形式を選択することができ る。 ２　）　　ＴＯＫＥＮ−−ジャーナル要求のために位置付は要求により得られる １以上のトークンを指定するのが良い。このパラメーターは、どのデータ領域が 現ジャーナルレコードが書込まれるまで具体化することができないかを定義する 。 ３　）　　ＤＡＴＡ−一これは、ジャーナルに配置された（ｐｌａｃｅｄ）デー タの位置である。 ４　’）　　ＲＥＬＥＡＳＥ−一位置付は要求により得られる１以上のトークン を指定するのが良い。このパラメーターは、ジャーナルが終了した後にどのデー タ領域が具体化に対して保護する必要が有るかを定義する。 バッファ操作（ｓａｎｉｐｕｌａｔｉｏｎ）は、以下の規則によって制御される 。 １）バッファ要求は、いかなる更新又は書込のしである位置付は機能と解除機能 の間でも具体化しない。 ２）ジャーナル要求がバッファと関連していると、バッファは、ジャーナル情報 が具体化されるまで具体化されない。 ３）位置付け、解除及びジャーナル機能は、ファイルシステムユーザ層二も利用 できる。 ４）ファイルシステムは、ロッキング規約を通してはプロセス間のデー・夕保全 性を維持しない、これは、ファイルシステムの外部のプロセスによって行われな ければならない。 ＩＶ、　＠己　−クラスの一明 ファイルシステムにおいて、ファイルは物理記憶域クラスサーバによって記憶域 クラスに位置付けされている。各記憶域クラスは、以下により識別される。 名称（ＮＡＭＥ）　　ユニクラス（ＩＩＮＩＸ）内のあらゆる有効な名称ｔ４２ ’（ＳＩＺＥ）　　１バイトと１６　ＥＢ（ｅｘａｂｙｔｅｓ）どの間のあらゆ る数で、その数は、次の高位（ｈｉｇｈｅｒ）の深度と巾の倍数に丸められる。 サイズは、ユーザのデータを含むデータ領域のサイズのみを決定する。記憶媒体 上の現実の空間要件は、信頼性要件により増加させるのが良い。 深度（ＤＥＰＴＨ）　１と１経路に連続的に記憶されたバイトの数を表すＤの間 の数。斯かる連続記憶領域は、局所セルと称される。Ｄは、ブロックと呼ばれ、 通常は４にである転送の基本単位の倍数である。最大限可能なりは、ファイルシ ステムの実現（ｉｍｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎ）及び利用できるハードウェアに より決定される。 巾（ｗｘｏＴＨ）　　１と記憶域クラスへの並列アクセス経路の数を表すＷとの 間の数。最大限可能なＷは、ファイルシステムの実現及び利用できるハードウェ アにより決定される。各アクセス経路は、同数の局所セルを有している。各アク セス経路における同じ相対位置で局部セルによって表現される記憶がセルどよば れる。 信頼性−以下の仕様が可能である。 Ｎｏｎｅ：　　　媒体の信頼性は十分である＊　Ｎｏｎｅは省略イｌ１ｊ（ｄｅ ｆａｕｌｔ）である。 ５ＰＡＲ：　　　単一（ｓｔｎｇｌｅ）パリティを使用すべきである。 ＰＡＲｘ：　　　ｘ個のパリティ経路を追加すべきである：Ｘは１とＮとの間の 数。最大限可能なＮは、ファイルシステムの実現及び利用できるハードウェアに より決定される。ＰＡＲＩは、５ＰＡＲトＭ−４’アル。 ＤＵＡＬ：　　　各経路のデータは、二つの独立したディスクに書込まれる。 ＲＥｘ：　　　データは、Ｘ個の独立したディスクに書込まれる（Ｉ！製される ）べきである、Ｘは１とＮとの間の数、最大限可能なＮは、ファイルシステムの 実現及び利用できるハードウェアにより決定される。ＲＥＩは、ＤＵＡＬと同一 である。 例えば、ゼロから減算をしてコードを生成し、しかる佳に加算しかえして（ａｄ ｄ　ｂａｃｋ）エラーを検知する加算論理機能（ａｄｄ　ｌｏｇｉ−ｃａｌ　ｆ ｕｎｃｔｉｏｎｓ）を使用することにより、パリティペースコード以外のエラー 修正コードを使用することができる。 パラメーターサイズ、深度及び巾は、一度正確に指定しなければならない；信頼 性パラメーターは、省略してもよく、又は各々の対５ＰＡＲ，ＰＡＲｘ、　ＡＮ Ｄ　ＤＵＡＬ、　ＲＥｘの最大１つが有ってもよい。 Ｎｏｎｅ以外の信頼性が指定されていると、記憶域クラスは、向上した信頼性を 有していると言える。 信頼性パラメーターは、ユーザが媒体エラーに対する保護を所望するだけ指定す ることを可能にしている。所望の平均故障間隔にＴＢＦを得るために、この１４ ＴＢＦを越える定義がある。このシステムは、ユーザが所望のＭＴＢＦと記憶及 びアクセスのコストとの間の適正なバランスを選択することを助け、このバラン スはアクセスパターン、特にセルをカバーするに満たない更新のための読み取り 一更新比に大きく依存している。 増強された信頼性は、単純なパリティ情報かハミングコードのどちらかを使用し たデータの追加を通して達成される。増強された信頼性は、媒体に追加の空間を 必要とする。システムは、巾を増加させ、必要な量の局所セルを追加してパリテ ィ情報を保持する。巾の増加は、自動的になされる。ユーザは追加の空間の要求 を無視することができるが、オペレーションはそれに気がついていなければなら ない。 ファイルは、記憶域クラスにマツプされる。二つのファイルは、セルを供用する ことができない。 ｖ、′ｇＪＵ 可用性は二つの大きな要素１、連続作動及び耐故障性を有している。ファイルシ ステムは、技術の水準によって両方の面を取扱うことができる。 Ａ、Ｌ帆立ｌ： 連続作動は、ファイルの記憶域クラスとの連携、記憶域クラスの定義、及び根底 にある記憶媒体を含む、要素及びファイルシステムの使用を変化させる能力であ って：・データが現在使用されているかどうかにがかわらず、・いかなるデータ 保全性の損失もなしに、そして・その変化が永久的であることを保証しながら変 化させる能力である。 これは： ・各レベルに連続作動のための論理を組込む、・データバッファを各レベルに有 する、・レベル間の制御要件の流れを堅持する、・データベースに構造及び状態 の情報を保持する、・各レベルの多数のサーバの分離及び独立性を維持すること により達成される。 Ｂ−ＬＬＩ！： ファイルシステムは、全ての起こり得る媒体エラーを、それらが定義された信頼 性の限界内にある限り、取扱うことができる。 １、ソフトエラー： 記憶におけるソフトエラーは、ファイルシステムによって認識される。ユーザは 、システムを使用しながら、エラーを示す記憶域クラスの部分に新しい直接アク セス記憶装置（ＤＡＳＤ　ｓｔｏｒａｇｅ）を割当てることができる。ファイル システムは、データを、たとえそれらが使用中であっても、再配置する。再配置 は、深度数（ｄｅｐｔｈ　ｎｕｍｂｅｒ）にかかわりなく最適化される。 ２、ハードエラー　トラ・・り）ニ ドラックが使用不能になり、向上した信頼性が指定されている場合には、システ ムは、エラーを発見次第、トラックを再割当てし、データを再構成する。このプ ロセスは、ファイルシステムのユーザ及びオペレーションにとって透過的であり 、いがなる目につくシステムの劣化も招来しない。 ３、ハードエラー（媒　）： 直接アクセス記憶装置が使用不能になり、向上した信頼性が指定されている場合 には、システムは、新たな装置を詩才するか、又は１以上の新たな装置が緊急の 使用のために事前割振りされていれば、その一つを選択し、データを新たな装置 に移動させる。 これは、エラーが発見され次第性われる。このプロセスは、ファイルシステムの ユーザにとって透過的である。オペレーションが含まれていてもよい。物理マツ ピングは、それが「正常」作動下にあった場合はど最適でないことがあるため、 ある記憶領域に関して幾分システムの劣化を受けることがある。そのような場合 には、故障した装置が修理され次第、データは再マツプされる。このプロセスは 、自動化されており、そのためオペレーションにとって透過的である。 先行技術のファイルシステムは、ファイルに対する全ての要求に一つのアクセス 経路を使用するように設計されている。これは、データを記憶する要素（直接ア クセス記憶装置）が非常に少ない限りにおいては全く理に適っている。しかしな がら、多くの記憶装置及び多くの独立したアクセス経路を備えたシステムは、並 行処理の利用して与えられたタスクへの応答時間をめざましく改善し、副産物と してシステムの処理能力を潜在的に向上させること本発明によるファイルシステ ムのコピーコマンドを使用することにより、実に、ある記憶域クラスから他の記 憶域クラスにファイルを移動させることができる。このファイルシステムは、デ バイスドライバ及び物理記憶域クラスドライバに接続され、データをアクセスす るユーザに対する割込みがほとんどなくマイグレーションを実施するユーティリ ティを含んでいる０局所セルを装置間で転送することができるか、又はセルを新 しい記憶域クラスに転送することができる。システム制御プログラムは、幾つ化 の周知のロック技術の何れかを使用して、転送中の対象になっている（ｓｕｂｊ ｅｃｔ）局所セル又はセルをロックする。ロックされたセル又は局所セルへのア クセスが要求された場合には、ユーザは転送が駐了するまで少しの遅れを経験す る。ファイルをファイルシステムに転送するためには、ファイルは閉じており、 記憶域クラスにコピーされていなければなれないゆその時点から、ファイルは、 説明したファイルシステムにより提供される全てのファシリティを伴って使用す ることができる。 ＶＩｌ、単　ヒしたハード　エアの概観第５図は、本発明を実施することのでき る多数のデータ記憶装置を備えたコンピュータシステムの単純化したブロック図 である。 このコンピュータシステムは、１以上の中央処理袋ｙ１１ｏを含む基本（りａｓ ｉｃ）コンピュータを含んでいる。中央処理装置１０は、チャンネルインタフェ ース１１を介して複数のチャンネル１２と連絡している。チャンネル１２は、中 央処理袋ｙ１１ｏがらデータ記憶装Ｎ、Ｄ１１〜Ｄｎｍへの入力／出力経路を定 義する制御ユニットＰ１〜Ｐｎに接続されている。経路Ｐ１に接続されているの は、データ記憶装置！ＤＩ　］、ＤＩ２．．．Ｄｌａ（７）ストリンクチあり、 ここでａは整数である。データは、ライン１を通して経路Ｐ】に接続されている いがなる装置からも書込又は読み取りをすることができる。ライン１は、当該技 術分野で知られているように、装！Ｄｌｌ〜Ｄｌａに記憶されたデータをアクセ スするための複数の実経路を含んでもよい。同様に、複数の装置Ｄ２１〜Ｄ２ｂ がライン２を通して経路Ｐ２に接続され；複数の装置Ｄ３１〜Ｄ３ｃがライン３ を通して経路Ｐ３に接続され；複数の装！Ｄ４１〜Ｄ４ｄがライン４を通して経 路Ｐ４に接続され；、。 、そして、枚数の装置！Ｄｎｌ〜Ｄｎｍがラインｎを通して経路Ｐｎに接続され て中央処理装置１０の制御下に出カー人カをサポートする。第５図に示すデータ 記憶装置ＤＩｌ〜Ｄｎｍには、テープ装面、ＩＢＭ　３３１１１０型デイスクド ライブ等のハイエンドハードディスクドライブ、小型ディスクドライブ（ＳＣＳ Ｉ）、等のあらゆる種類の物理デバイス、光学媒体、又は他のあらゆる種類の記 憶装置がある。与えられたー経路にたーっだけ装置があってもよく；異なる経路 に異なる数の装置があってもよく；そして、与えられた複数の経路に非常に多数 の装置があってもよい。本発明のファイル記憶システムは、以下に更に十分に説 明するように、広範な種類のいろいろな特性を有する多数の経路を論理的に通る 記憶装置を割当てることができる。 第５図には示されていないが、好ましいデータ処理システムは、物理媒体のあら ゆる与えられた位置への多数の冗長（ｒｅｄａｎｄａｎｔ）経路を含んでいる。 したがって、制御ユニットＰ１は、経路２に接続された装置のストリングへの経 路も提供し、制御ユニットＰ２は、経路１に接続された装置のストリング用のア クセス経路を提供する。同様に、各制御ユニットは、経路に接続された各装置へ の２以上の経路を提供することができる。この方法で、ハードウェアの故障は、 代替機能経路を通して回復することができ、システムは、故障に応じてアクセス 経路を動的に再構成することによって連続作動に必要な手段をとる。外部記憶シ ステムに起こった故障は、エラー回復手法を行う、即ちデータの影響を受けた局 所セルへのアクセス経路を再計算する。アクセス経路の冗長度のレベルは、デー タ処理システム又は外部記憶システムに記憶された個々のファイルに与えられた 平均故障時間要件を満たすように合せることができる。 ＶＩＩｌ、デュタフ　　ルの″理横 第６〜１１図は、本発明により「ストライプされた（ｓｔｒｉｐｅｄ）」データ ファイルの論理構成を示す。第６図では、データファイルは、局所セルＬＣＩ〜 ＬＣ２０の配列として極式的に示されている。この配列は、第６図の論理経路Ｐ １〜Ｐ５に対応する列（ｃｏｌ−ｕｍｎ）及びセルに対応する行（ｒｏｗ）を含 んでいる。見てわかるように、逐次（ｓｅｑｕｅｎｔｉａｌ）局所セルは、シス テムのいろいろな論理経路シ二割当てられている。最高の性能を得るためには、 論理経路が物理経路と等しいのがよい。しがしながら、二つの論理経路が一つの 物理経路を供用することができ、又は一つの論理経路が二つの物理経路を含むこ ともできる。 第７図は、使用可能な経路及び論理デバイス概念を示している。 使用可能な物理経路Ｐ１〜Ｐｎ用に、所望であれば、記憶装置を物理境界（ｐｈ ｙｓｉｃａｌ　ｂｏｕｎｄａｒｙ）よりもむしろ論理境界に沿って割当てるのが よい。斯くして、物理経路Ｐ１は、５個の論理ディスクとして取扱われる５個の 実デバイスを含むのがよい、物理経路Ｐ２は、ファイルシステムにより３個の論 理ディスクとして取扱われる単一高容量ディスク（ｓｉｎｇｌｅ　ｈｉｇｈ　ｃ ａｐａｃｉｔｙ　ｄｉｓｋ）含むのがよい。物理経路Ｐ３は、８個の論理ディス クとして構成される多数の高容量デバイスを含むのがよい。同様に、物理経路Ｐ Ｎは、二つの論理ディスクとして構成されているのがよい。ファイルシステムけ 、データファイルを記憶システムに割当てるため、ファイルシステムは、システ ム内の使用可能な経路、即ち、使用に利用できる論理ディスクを有する経路を識 別することができ、データファイルを使用可能な経路を通してデータファイルを 割当てて最適な記憶装置の使用状態をつくる。使用可能な経路を識別する方法は 、ファイルが割当てられると働ぐ動的なものであってもよく、又は記憶システム を構成するプログラマ−によって前もって準備された予め指定されたものであっ てもよい。 第６図に示すように、本発明によるストライビングアルゴリズムの好ましい実施 態様は、局所セルＬ（、ｔを経路Ｐ（（（１−１）ｍｏｄＮ）＋１）に割当て、 ここでＮは使用可能な論理経路の数である；そしｃｉは１からＸまで進む、ここ でＸはファイルにおける局所セルの数である。この方式では、逐次局所セルは、 逐次（ｓｅｑｕｅｎｔｉａｌ）経路に割当てられるが、二つの逐次局所セルが同 じ経路に位置することはない。更に、論理経路が物理経路に等しい場合には、Ｎ 個の局所セルのセルが、単一の並列人力／出力（Ｉｌｏ）トランザクションに転 送される。 ＩＸ、ストラ　ブされたｍ−タフ　イルの例第８〜１５図は、本発明による様々 な種類のエラー修正機構を使用しているストライプされたデータファイルの例を 示している。 第８図は、ブロックＢＯ〜Ｂ１９９を含むデータファイルであり、ここで斯くブ ロックＢは、チャンネルオペレーションのためのアドレス可能単位である。ブロ ックは、各々１０個のブロックＢＯ〜Ｂ９、Ｂ１０〜Ｂ１９１．、、、Ｂ１９０ 〜Ｂ１９９の局所セルに区分されている。データファイルは、ストライプされる ので、このデータファイルのために利用される５個の経路が、４つのセル深度（ ｃｅｌｌｓ　ｄｅｅｐ）Ｓ　Ｏ−８３で存在する。ファイルシステムは、第９図 に示すようなＩ　［ｌＡＷリスト（ここで論理経路は物理経路に等しい）を生成 し、ここでき０は局所セルＢＯ−Ｂ９、Ｂ５０〜Ｂ５９、Ｂ１００〜１０９、及 びＢ１５０〜Ｂ１５９を含んでいル、経路１は、局所−！１ｌｚＢ１０−Ｂ１９ 、Ｂ６０−Ｂ６９、Ｂ１１０〜Ｂ１１９、及びＢ１６０〜Ｂ１６９を含む、経路 Ｐ４は、局所セルＢ４０〜Ｂ４９、Ｂ９０−Ｂ９９、Ｂ１４０〜Ｂ１４９及びＢ １９０〜Ｂ１９９を含む、上記の様に、論理ディスク及び使用可能な経路概念を 参照すると、第８図に示す経路ＰＯ−Ｐ４は、多数の物理経路を含んでいてもよ いデータ記憶システムにおける識別された局所セルへのいかなる使用可能な経路 であってもよい。見てわかるように、第８及び９図では、追加のエラー修正能は 付与されていない。各物理経路のための制御ユニットは、当該技術分野で周知の 様に、データに総連まれたパリティ又はエラー修正コードを使用したそれ自身の エラー修正能を有してもよい。何れかの経路に修正不能なエラーが起きた場合に は、そのデータは失われ、その損失はデバイスドライバに報告され、ファイルシ ステムは回復措置を取るよう要求される。 高い１Ｎ頼性が要求されているシステムでは、第１０〜１８図に示すようにエラ ー修正能を本発明により付与することができる。 エラー修正能のレベルは、特定のデータファイルの要求を満たすように選択する ことができる。例えば、単一エラー修正機構を第１０〜１３図に示すような種々 のフォーマットで付与することができ、二重エラー修正機構（ｄｏｕｂｌｅ　ｅ ｒｒｏｒ　ｃｏｒｒｅｃｔｉｏｎ）を第１４及び１５図に示すように付与するこ とができる。結局、より高い信頼性が要求される場合には、鏡映された（＋ｅ　 １ｒｒｏｒｅｄ）、又は多数の冗長なストライブされたデータファイルを付与す ることができる。所望のエラー修正のレベルは、好ましいシステムに記憶域クラ ス用のパラメーターとして指定することができる。第１０及び第１１図は、単一 エラー修正ｆｉｌ横を使用したファイルシステム用に生成された論理構成及びＩ ＤＡＷリストを示す。見てわかるように、核スペース（ｋｅｒｎｅｌ　５ｐａｃ ｅ）において、各々の局所セルにエラー修正ブロックかファイルシステムにより 生成されることを除いて、データファイルは第８図を参照して述べたように構成 されている。 ファイルシステムは、しがる後第８図に示すような全てのエラー修正ブロックを 図示の様に経路Ｐ５に割当てるＩＤＡＷリストを生成する。好ましいシステムの エラー修正ブロックは、ビット的に（ｂＨｗｉｓｅ）各セルにおける対応するブ ロックを通るＸＯＲである。そのため、ｘＯは、ビット的＋：ＢＯ，ＢＩＯ，Ｂ ２０、Ｂ２Ｏ、Ｂ２ＯのＸＯＲである。よって、もしブロックＢ１０が失われた 場合には、それ＋、ｔＢＯ，Ｂ２０．Ｂ３０．Ｂ４Ｏ１７）ＸＯＲ及びｘｏヲ計 算することにより置き換えることができる。 個々のブロックに対する更新がしばしば望まれるファイルシステムのためには、 修正ブロック（ｃｏｒｒｅｃｔｉｏｎ　ｂｌｏｃｋｓ）が単一経路に記憶される システムが、修正ブロックに割当てられる経路にのった過剰のトラフィック量を 有するのがよい。そのため、修正ブロックを使用可能な経路間に分配する（ｄｉ ｓｔｒｉｂｕｔｉｎｇ）ためのアルゴリズムが一つの経路の回線争奪を防止する のに望まれる。 第１２及び１３図は、修正ブロック用の回転（ｒｏｔａｔｉｎｇ）経路を備えた 単一エラー修正能を示している。第１２図に見られるように、ファイルシステム は、第１０図に示す隼−エラー修正機構の場合と同様の方式で修正ブロックを生 成する。　ＩＤＡＷリストは、経路ＰＯが、エラー修正ブロックＸ０−Ｘ９をセ ルＣＯに、データブロックＢ５０〜Ｂ５９をセル１に、データレコードＢ１００ 〜Ｂ１ｏ９をセルＣ２に、及びデータブロック８１５０〜Ｂ１５９をセルＣ３に 含むように生成される。セルＣ１では、エラー修正ブロックは経路Ｐ１に割当て られている。セルＣ２では、エラー修正ブロックは経路Ｐ２に割当てられており 、セルＣ３では、エラー修正ブロックは経路Ｐ３に割当てられている。この方式 では、エラー修正ブロックが使用可能な経路を通ってシステムに広がって、エラ ー修正の目的の単一経路の使い過ぎを防止する。 一層大きな信頼性を、本発明により二重エラー修正機構を使用して付与すること ができる。この体系（ｓｃｅｈａｅ）によれば、別の粁路の二つの同時のエラー を修正することができる。第１４図に示すように、データファイルは、セルＳＯ 乃至Ｓ３に配置されたブロックＸ０−Ｘ９乃至Ｘ１５０〜Ｘ１５９を含んでいる 。ファイルシステムは、修正ブロックＸ０−Ｘ９、Ｘｌ０−Ｘ１９、乃至ｘ１１ ０〜ｘ１１９が作成されるように、データファイルの局所セル用に３ビツトのハ ミングコードを生成する。ファイルシステムは、しかる後経路ＰＯが修正ブロッ クＸ０−Ｘ９、ＸＩＯ〜Ｘ１９、Ｘ２０〜Ｘ２９、Ｘ３Ｏ−Ｘ３９を受信Ｃｒｅ ｃｅｉｖｅ）するように、第１５図に示したようなＩ　ＤＡＷリストを生成する 。経路Ｐ１は、修正ブロックＸ４０〜Ｘ４９、Ｘ５０〜Ｘ５９、Ｘ６’０〜Ｘ６ ９及びＸ７０〜Ｘ７９を受信する。経路Ｐ２は、データブロックＢＯ〜Ｂ９、Ｂ ４０〜Ｂ４９．８８０〜Ｂ８９及び８１２０〜Ｂ１２９を受信する。経路Ｐ３は 、修正ブロックＸ８０〜Ｘ８９、Ｘ９０〜Ｘ９９、Ｘ１００−Ｘ１０９及びＸ１ １０〜ｘ１１９を受信する。経路Ｐ４〜Ｐ６は、図に示すようにデータブロック の歿り（ｂδ１ａｎｃｅ）を受信する。第１５図は、修正ブロックの生成を容易 にする二重エラー修正コード（ｄｏｕｂｌｅ　ＥＣＣ）を備えたデータファイル のレイアウトを示している。これらの修正ブロックも、データファイルの特定の 経路のアクセスが集中するのを防止するように、経路間に分配されている。 これらの図には示されていないが、より大きなレベルのエラー修正機構（即ち、 より大きなエラー修正コード）により、又は冗長ファイル記憶装置により一層良 い信頼性を付与することができる。与えられたファイルの第一のコピーがシステ ムの第一の使用可能な経路のセットに記憶され、一方データファイルの第二のコ ピーが第二の使用可能な経路のセットに鏡映された様式で記憶されるように、冗 長ファイルもストライブされ”Ｃいても良い昏ファイルシステムは、それが上述 のようにエラー修正コードを生成するのと同様の方式で、物理システムに鏡映さ れたデータ人力／出力要求を生成する。 第８〜１５図に関しては、局所セルのサイズは、１０のブロックを有するように 示しである。明らかに、各局所セルにおけるデータのエクステントをシステムの 種々のパラメーターと一致（ｍａｔｃｈ）するように合せるため、他のデータフ ァイルを構成することができる。例えば、ディスクドライブを含むデータ記憶シ ステムに関し、それらのディスクドライブのための最適の入力／出力転送サイズ を指示する（ｉｎｄｉｃａｔｔｎｇ）パラメーターを使用して局所セルのサイズ を決定してもよい。例えば、与えられたディスクドライブが情報を最寓速度で与 えられたディスクのトラックのサイズと等しいサイズに転送することができる場 合には、ストライブされたデータファイル用の局所セルのサイズをトラックと等 しく設定することができる。与えられたディスクシステムにおける多数のトラッ クがデータのシリンダを形成し、入力／出力転送がシリンダレベルに、より高速 度で行われる場合には、局所セルのサイズをディスク内のシリンダのサイズと等 しくすることができる。加えて、本発明により局所セルが割当てられている他の パラメーターがサイズに影響を与えることができる。例えば、アプリケーション プログラムが、精巧な医用映律技術に用いられるデジタル画像等の非常に大きな ユニットのデータを処理（ｍａｎｉｐｕｌａｔｅ）することができる。そのため 、それらの画像の各々のために要求されたデータの量に等しいサイズを有する局 所セルを、物理ディスクの特性と無関係に、割当てることができる。 局所セルのサイズに細大、使用されている経路の数であるその巾も、与えられた データファイルのセルに関して、特定のシステムの要求により処理することので きるパラメーターであるのがよい。コンピュータシステムの使用できる経路の数 は経時的に変化するので、例えば経路が物理的にシステムに追加された時又はデ ータがシステムがいに転送されて存在する経路が解放される時、などに使用して いる経路の数を増加またげ減少させる。 Ｘ、ストライビング、Ｌｌ」二八９−叉且第１６〜２６図は、ユニクラスをペー スにしたオペレーティングシステムＩＩＴｓにおけるファイルシステムのデモン ストレーションバージョンの実行を示すフローチャートである。このデモンスト レーションバージョンは、全ての記憶装置がＩＢＭ−クラス３８００デイスクデ バイスであり、全ての入力／出力オペレーションが局所セルのシーケンスを含む セル全体をアクセスするシステムのために作られたものである。これらの仮定は 、このデモンストレーションバージョンの実行を単純化するためになされた。好 ましいシステムでは、これらの仮定は除かれるであろう。 第１６図は、外部記憶装置を用いたトランザクションの要求によってブロック１ ３０１に呼出されたストライビング戦略ルーチンを示す。この要求は、物理人力 ／出力要求により又はバッファ管理プログラムにより生成されたバッファヘッダ ーを含み、ファイル、その論理位置及びトランザクションのバイトの数を識別す る。戦略ルーチンは、ファイルシステムから受信した入力／出力オペレーション のパラメーターメーターを検査する。それらのパラメーターメーターに応答して 、必要な追加のヘッダーがが加わったこのオペレーション用の入力／出力ヘッダ ーは、エラー修正ブロックが追加される場合には、検索される（ブロック１３０ ２）。次いで、対象である論理人力／出力を分割して得なければならない物理人 力／出力オペレーション計算される（ブロック１３０３）。ユーザアイオロック （ｕｓｅｒｉｏｌｏｃｋ）と呼ばれるルーチンは、物理人力／出力（１／Ｄ’ｓ ）用のコアにバッファをロックし、記憶袋Ｎ　（！ｌｅｍｏｒｙ）の実ページの ためのページリストを生成する。バッファされた入力／出力（Ｉ１０’ｓ）は、 既にページリストを有している（ブロック１３０４）。ルーチンｍａｋ（ｉｄａ ｗｓはオペレーションのためのＴＤＡＷリストを生成するために呼出され、しか る佳、各物理入力／出力用に割当てられたバッファヘッダーのプールからバッフ ァヘッダーが獲得される（ａｃｑｕｉｒｅｄ）　（ブロック１３０５）。バッフ ァヘッダーは、互に連鎖され要求連鎖（ｒｅｑｕｅｓｔ　ｃｈａｉｎ）を生成す る（ブロック１３０６）。各物理人力／出力は準備され（ｓｅｔｕｐ）、バッフ ァヘッダー変数の正しい値は、正しい（ｃｏｒｒｅｃｔ）ＩＯＡＶポインタ及び Ｂ５ＴＲｌＰＥフラッグ（ディスクドライバによって使用され、ストライブされ た入力／出力を識別する）を含む集合（ｓｅｔ）である（ブロック１３０７）。 トランザクションが、バッファされていない入力／出力の場合には、ページテー ブルの入口がセーブされ、ユーザのバッファを核アドレス空間にマツプする（ブ ロック１３０８）。書込が実行されると、ｇｅｎ−ｅｃｃルーチンが呼出され、 ユーザによって要求されたあらゆるエラー修正を生成する（ブロック１３０９） 、デバイス戦略ルーチンが、物理人力／出力の要求により呼出される（ブロック １３１０）。もし５ｔｒ−ｓｔｒａｔＯへの入力が連鎖であるとすると、ルーチ ンは、その連鎖における吹の要求を処理する（ブロック１３１１）。さもなけれ ば、ル−チンは終了する（ブロック１３１２）。 第１７図は、ＢＳＴＲＩＰＥＤが設定されると修正したＵＴＳ　１ｏｄｉｎｅル ーチンによって呼出されて、ストライブされたバッファヘッダー用の入力／出力 の終了の信号を送る５ｔｒ−ｉｏｄｉｎｅルーチンである。 ＵＴＳ　ｊｏｄｉｎｅルーチンは、ディスク割込みルーチンから呼出され、入力 ／出カドランザクジョンの終了の信号を送る。入力／出力の終了？麦、５ｔｒ− ｉｏｄｉｎｅルーチンは、ブロック１４００において、このバッファヘッダーが 属する人力／出力ヘッダーを見つけ、それの懸案の入力／出力（工１０°Ｓ）の 数（ｃｏｕｎｔ）を決定することにより始る。次いで、入力／出力にエラーがあ る場合には、エラーマスクは入力／出力ヘッダーにセーブされる（ブロック１４ ０１）。このヘッダーのために更に多くの入力／出力（Ｉ１０’ｓ）がある場合 には、バッファヘッダーはフリーリストに載せられ、ルーチンが戻る（ブロック １４０２）、更に多くの入力／出力（Ｉ１０’ｓ）がない場合には、これが最後 の論理人力／出力の構成要素のはずである。 そのため、ＸＣｊｅＣＯＶｅｒルーチンが呼出され、全ての必要なエラー回復を 行い、復帰値（ｒｅｔｕｒｎ　ｖａｌｕｅ）を準！（ｓｅｔ　ｕｐ）する（プロ ・ツク１４０３）、次いで、ｕｓｅｒｉｏｕｎｌｏｃｋルーチンが呼出され、ユ ーザバッファをアンロックし、ｉｃ！ｏｎｅを呼出して論理人力／出力オペレー ションの終了の信号を送る（ブロック１４０４）。最駐的に、入力／出力ヘッダ ーは、フリーリストに載せ戻され、ルーチンが戻る（ブロック１４０５）。 第１８図は、全ての必要なエラー回復を行う意図で呼出され、バッファに復帰値 を準備するｘｃ−ｒｅｃｏｖｅｒルーチンである。このルーチンは、故障した入 力／出力（Ｉｌｏｓ）のためにエラー履歴マツプが維持されているブロック１５ ００において開始する。読み取りが行われたなら、読み取りに置けるいかなるエ ラーもこのマツプから修正しなければならない、書込が行われると、過ったデー タが識別されるようにマツプが更新される。ブロック１５００のマツプにエラー が載らない場合には、ルーチンが戻る（ブロック１５０１）。このデータファイ ルにエラー修正が実行されない場合には、全てのエラーはプリントされバッファ の復帰マスクに標識される（ブロック１５０２）、このストライブされたファイ ルに単一エラー修正又は回転エラー修正が実行されると、その後あらゆる修正可 能なエラーは、ＸＯＲバッファからデータをコピーすることにより修正され、し かる後セルの残りにＸ０Ｒｔ−施して（ｘｏＲｌｎｇ）失われたデータを再生成 するが、あらゆる修正不能なエラーは復帰マスクに標識される（ブロック１５０ ３）。二重エラー修正が実行されると、しかる後あらゆるエラーを修正する意図 でｃｏｒｒｅｃｔＯルーチンが呼出される（ブロック１５０４）最紡的に、ルー チンは、オリジナルの要求バッファに適当に設定された復帰マスク及びエラーフ ラッグを備えて戻る（ブロック１５０５）第１９図は、ｃｏｒｒｅｃｔＯルーチ ンである。このルーチンは、検知されたエラーの数が１がどうかを決定すること により開始する（ブロック１６００）。エラーが一つであり、そのエラーがちょ うど書込まれたばがりのデータのブロックに検知された場合は、ルーチンが戻る （ブロック１６０１）。エラーが読み取りオペレーションの間に経路に検知され ると、しかる後過ったデータを反映しているパリティ経路が発見される（ブロッ ク１６０２）。過ったデータが、パリティ経路にある場合には、それは修正され ない、そうでない場合には、パリティデータは、エラーを修正するのに使用され る（ブロック１６０３）。最絣的に、良好に修正されたエラー表示が戻る（ブロ ック１６０４）、ブロックｌ６００における懸案のエラーの数が１を越える場合 には、もし他のエラーが修正されていないのであれば、アルゴリズムは各懸案の エラーを検査してそれが修正できるがどうかを調べる（ブロック１６０５．）。 どのエラーも修正されないとすると、ルーチンは、修正不能エラー信号を返す（ ブロック１６０６）。修正することのできるエラーが発見されると、エラーは適 当なパリティ経路を使用して修正され、ｃｏｒｒｅｃｔＯルーチンは、再帰的に 呼出されて残りのエラーの修正を試みる（ブロック１６０７）。 第２０図は、必要な管理機能のための制御を行う５ｔｒ−１ｏｃｔｌという名称 のルーチンである。このルーチンは、目下、構成データを設定し、獲得する能力 のみを提供するものである。このルーチンは、指令が構成設定せよ（ｓｅｔ　ｃ ｏｎｆｉｇｕｒａｔｊｏｎ）を要求しているかどうかをそのルーチンが決定する ブロック１７００において開始する。指令が要求しているならば、アルゴリズム は、ユーザによって供給された原型パラメーターを使用して物理デバイスの部品 からストライブされたデバイスを構成しようとする。次いで、ストライブされた デバイスが使用されておらず、ユーザが適正なバーミッションを有しているとす ると、原型構成がコピーされる（ブロック１７０１）、次いで、５ＴＲ−ｃｈｅ ｃｋルーチンが呼出されて構成の妥当性を検査し、妥当な場合は、新しい構成が ストライブされたデバイス内にコピーされる。そうでない場合は、古い構成は取 替えられないくブロック１７０２）、指令が構成を獲得せよ（ｇｅｔ　ｃｏｎｆ ｉｇｕｒａｔｉｏｎ）であるとすると、構成データは模写される（ブロック１７ ０３）。最終的に、ルーチンが戻る（ブロック１７０４）。 第２１図は、ストライブされたデバイス用に主入力／出力（ｒ１０’ｓ）を準備 する５ｔｒ−ｐｈｙｓｉｏルーチンである。これは、ｐｈｙｓｉ。 バッファヘッダーを得て、それを入力／出力要求のための値で満たすことにより 作動する（ブロック１８００）。次いで、５ｔｒ−ｓｔｒａｔルーチンが呼出さ れ、ルーチンは、入力／出力が終了するのを待つ。しかる復、バッファは解放さ れ、ルーチンが戻る・（ブロック１８０１）。 第２２図は、ユーザによってパラメトリックに（ｐａｒａＩＩｌｅｔｒｉｃａｌ −Ｉｙ）指定されるようなストライブされたファイルに必要な、あらゆるエラー 修正コー　ド（ＥＣＣ）を生成するｇｅｎ−ｅｃｃルーチンである。 ユーザによってエラー修正コードが指定されない場合には、ルーチンは戻る（ブ ロック１９００）。単−又は回転単一エラー修正コードがユーザによってパラメ トリックに選定された場合は、ルーチンは、ｇｅｎ−ｘｃｌを呼出して修正ブロ ックを生成する（ブロック１９０１）、二重エラー修正コードがユーザによって 選定された場合は、ルーチンは、ｇｅｎ−ｅｃｃ２を呼出して修正ブロックを生 成する（ブロック１９０２）。 第２３図は、】以上のセルについての単一エラー修正のためのパリティデータを 生成するのに使用されるｇｅｎ−ｘｃｌルーチンを示す。ルーチンは、セルの数 がゼロより大きい間は、ブロック２０００において開始する。ルーチンは、第一 の経路からデータをＸＣバッファ領域にコピーする（ブロック２００１）。セル に残ってる局所セル（経路）の数がゼロより大きい間は（フロック２゜０２）、 ルーチンｅｘ−ｏｒ□が呼出されてデータがらＸＣバッファへ排他的論理和を行 う（ブロック２００３）。データアドレスは増加する（ブロック２００４）。よ り多くの局所セル（経路）がある場合には（ブロック２００５）、ルーチンはブ ロック２００２ヘループする。それ以上経路がない場合には、割込みのための窓 が開き（ブロック２００６）、アルゴリズムがさらにセルが必要かどうかを決定 して（ブロック２００７）更に多くいるのであればブロック２００ｏヘループす る（ブロック２００８）。 第２４図は、ある一つのデータから他の一つのデータまで排他的論理和を行うｅ ｘ−ｏｒルーチンを示す。ブロック２１ｏＯでは、ＸＯＲルーチン用に残されて いるブロックの数がゼロより大きい間、ルーチンはＸＯＲへと分岐して４キロバ イトのデータのブロックがＸＣバッファに入る（ブロック２１０１）。アドレス は増加してブロックの数は減少しくブロック２１０２）、ルーチンはブロック２ １００ヘループする。 第２５図は、二重エラー修正のためのパリティ値を生成するｇｅｎ−ｅｃｃ２ル ーチンを示す。これは、ブロック２２００においてｘｏｒバッファ領域をクリア することにより開始する。必要な局所セルは、利用されるハミングコードパター ンによりＸＯＲを施される（ＸＯＲｅｄ）。次いで、各パリティ経路用のアルゴ リズムが繰返す（ブロック２２０２）。 第２６図は、ファイルシステムにより生成されたページリストから、ストライブ された入力／出力用のＩＤＡＷリストを構築するｗａｋｅｉｄａｗｓという名称 のルーチンである。アルゴリズムはプロ・ツク２３００においてオフセット及び ページリストポインタを準備することにより開始する。適正な種類のエラー修正 に基づき、アルゴリズムは各経路を介してループし、経路内の各プロ・ツク用の ＩＤＡＷを準備してデータ及びパリティ値を仮想記憶装置からディスクヘマップ する（ブロック２３０１．　）　。 緻碧 本発明によるファイルシステムは、内部記憶装置の大域的最適化、単一人力／出 カドランザクジョンのために並行して複数のアクセス経路を使用すること、及び 物理記憶機ｆｌｌ　（ｆａｃｉｌｉｔｉｅｓ）を効率高く割当てること、を提供 することができる。更に、このファイルシステムは、データ処理システムのユー ザにとっての連続作動及び高度の耐故障性に対し最適化することができる。 本発明のファイルシステムは、可能な並行処理を利用（ｅｘｐｌｏｉｔ）するも のである。加うるに、このファイルシステムは、利用可能なハードウェア及び操 作要件（ｏｐｅｒａｔｉｏｎａｌ　ｒｅｑｕｉｒｅｍｅｎｔ）にファイル構造を 合せること、及び現に実行しているタスクへアクセス方式を合せることを可能に している。 加えて、記憶域クラス概念を利用するごとにより、一つのファイルシステムによ って広範な種類のデータファイルが供給される。 更に、この一つのファイルシステムによって割当てられる言己憶空間は広大であ る。 記憶域クラスは、種々の構造に合致するように定義することができる。例えば、 記憶域クラスは、記憶域クラスのサイズを物理媒体に合せて制限し、深度及び巾 のパラメーターを１に等しく設定することにより、ユニツクスフアイル構造に合 致できる。このことは、現在のユニツクスフアイルシステム構造に反映する。こ れが重要なケースであるのは、説明した方法が少なくともできるだけ速く行うこ とができるように使用することができ、しかも現在のユニツクスフアイルシステ ムよりもスペースを取らないということをそのケースが示しているからである。 高速逐次処理を必要とする多くのアプリケーションがある。トラックやシリンダ のサイズ等の装置の形態に影響を与えるように深度を定義することにより、個々 の装置の速度をアプリケーションの特別な要求に合わすことができる。アムダー ル６３８０クラスディスクシステムを使用し、深度パラメーターＤを６０ブロツ ク（ゴシリンダ）に設定すると、１に等しい巾で１秒当り２メガバイトのアクセ スのためのデータ速度が達成できる。３１に等しい深度パラメーターを設定する ことにより、第１６〜２６図を参照して説明したシステムを使用して１３′当り 約７０メガバイトのデータ速度が測定された。 操作可能な（ｏｐｅｒａｔｉｏｎａｌ）データベースは、ブロックに含まれる小 さな対象への効率の良いランダムなアクセス、並びにバッチ処理、画像コピー及 び回復の高逐次速度を典型的に要求する。適正な記憶域クラスの定義を使用する ことにより、逐次アクセスを要求された速さで実行することができる。信頼性の 要求は、適正なパラメーターを遡して満足させることがτ゛きる。例えば、高ラ ンダム更新速度はＤＩＡＬ又はＲＥｘを要求するが、ランダム更新速喫は５ＰＡ Ｒ又はＰＡＲｘを許容する。 ＣＡＤ／ＣＡＭ等の操作不能な（ｎｏｎ−ｏｐｅｒａｔｉｏｎａｌ）データベー スは、例えば数メガバイトにわたる大きな対象を通してしばしば特徴付けられて いる。数個のセルに平均的な対象を含むことのできる記憶域クラスを使用するこ とは、データアクセスの性能に育苗である。 一つの好ましい記憶域クラスによれば、各処理すべきファイルのためのデジタル データは、１個の経路（Ｐｉ、Ｐ２１１９．ＰＸ）にマツプされるセル内にＷ個 の局所セル（Ｌｌ、Ｌ２１１．。 ＬＷ）のシーケンスに論理的に編成される。局所セルをせるにマツプする種々の 方法が定義されている。斯かるファイルの各々に周知のバッファ技術（大規模バ ッファ、多数のバッファリング、トラック／シリンダのサイズに合致したバッフ ァ、等）を用いて、各経路に対して帯域中を最大にする。エラー修正ブロックは 、装置全体の故障の場合には予備経路又は装置への、局所的な故障の場合には予 備ロケーションへの、失われたデータの素速く自動的な回復を可能にする。その ため、この方法は、単一エラー修正の実施態様に関して、第一の故障の修復が絡 る前に第二の故障に直面する可能性と反比例するような方式で、総合的なデータ の信頼性及び使用可能性を非常に大きく向上させる。 本発明の好ましい実施態様の上記の説明は、例証及び説明の目的で示したもので ある。本発明を、余すところなく開示された形態と寸分違わないものに限定しよ うとするものではない。明らかに、当業者にとって多くの修正及び変形態様は自 明であろう。それらの実施態様は、本発明の原理及びその実用的な用途を最も良 く解説するために選択し、説明されたものであり、それにより他の当業者が種々 の実施態様とともに特定の想定された用途に通うような種々の修正態様に関して 理解することができる。本発明の範囲は、以下の請求の範囲及びそれらと均等な ものによって定義されなければならない。 浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、−１ （先行技術） 浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、−２ 浄書（内容に変更なし） Ｐｉ　　　　　　Ｐ２　　　　　　Ｐ３　　　　　　Ｐ４　　　　　　Ｐ５浄書 （内容に変更なし） ＦＩＧ、−７ Ｐｉ　　　　　Ｐ２　　　　　Ｐ３　　　　　　　　　ＰＮ浄書（内容に変更な し） ＦＩＧ、−８ Ｐｎ＝ＰＡＴＨｎ　　　　Ｂｎ−ブロック又はページｎ＝ｎ　　　　　　　　Ｘ ｎ＝ＸＯＲ又はパリティブロックＥＣＣの無い仮想記憶レイアウト ユーザ空間 生成されたＩＤＡＷリスト 浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、−１０ 単−ＦＣＣの仮想記憶レイアウト ユーザ　スペース　　　　　　核スペース生成したＩＤＡＷリスト 浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、−１２ 回転ＥＣＣの仮想記憶レイアウト 生成したＩＤＡＷリスト 浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、−１４ 二重ＥＣＣの仮想記憶レイアウト ユーザスペース　　　　　　　　核スペース生成したＩＤＡＷリスト Ｃｏ　　　　　　ＣＩ　　　　　Ｃ２Ｃ３浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、−１６ ＳＴＲ−ＳＴＲＡＴ−ＳＴＲＡＴＥＧＹルーチン浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、−１７ 浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、−１８ 浄書（内容に変更なし） 浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、−２０ あらゆる必要な制御／管理機能を行ない、目下、唯一構成の設定及び獲得能力を 提供する５ＴＲ−１０ＣＴＬ浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、−２１ ストライプされたデバイスに住人力／出力を準備する５ＴＲ−ＰＨＹＳ　１０必 要なあらゆるＥＣＣデータを生成するＧＥＮ−ＥＣＣ浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、−２３ ルーチンＧＥＮ−ＸＣＬは、１以上のストライブに単一エラー修正のためのパリ ティデータを生成するために用いる。 浄書ｌ内容に変更なし） 二重エラー修正のためのパリティ値を生成するＧＥＮ−ＥＣＣ２浄書（内容に変 更なし） ＦＩＧ、−２６ 手続補正書（方式） 平成３年　ダ月　２日 特許庁長官　深　沢　　　亘　殿 １、事件の表示　　　平成１年特許願第５０４８２８号（ＰＣＴ／ＵＳ　８９１ ０１６６５） ３、補正をする者 事件との関係　　出願人 名　称　　アムダール　コーポレーション４゜代理人 国際調査報告 ＋１１１１１１ＩＩＪｌｌｌｌｌＩＡＩ　Ａ１１ｌｌｌｉｅ＠１−Ｈａ、　　ｐ 　（７／　Ｕ　Ｓ　ｇ　ｇ　／　ｏｌ　６６５

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．データ処理システムの複数のユーザによるアクセスのためのデータファイル を管理する装置であって、前記データ処理システムが、内部記憶装置、外部記憶 装置、内部記憶装置と外部記憶装置との間の複数のアクセス経路、及びファイル ユーザインターフェースを含み、前記ファイルユーザインターフェースにより複 数のユーザがデータファイルヘのアクセスを要求するものである装置において、 前記装置が、 ファイルユーザインターフェース及び内部記憶装置に接続され、複数のユーザに よりアクセスされるデータの一時記憶域のために内部記憶装置を割当て、前記割 当ての支援に外部記憶装置によりアクセスの要求を生成する、ための第一の手段 ；及び前記第一の手段及び外部記憶装置に接続され且つアクセスの要求に応答し 、外部記憶装置へのデータの記憶及び外部記憶装置からのデータの検索のための 複数のアクセス経路を介しての内部記憶装置へのアクセスを管理するための、第 二の手段；を備えていることを特徴とする装置。 ２．第二の装置が、 各アクセスのデータ主体に論理アドレスを割当てるため、外部記憶装置へのアク セスの要求に応答する手段、及び外部記憶装置により前記要求のアクセス主体を 実行するため、前記論理アドレスに応答する手段、 を含むことを特徴とする請求項１記載の装置。 ３．アクセスのデータファイル主体を外部メモリ内のロケーションに割当てる予 め指定されたパラメーターにより特徴付けられる複数の物理記憶域クラスがあり 、前記アクセスを実行するための手段が： 複数の記憶域クラスのうちの一つを識別するため、論理アドレスに応答する手段 ；及び 適正な外部メモリ内のロケーションを用いてアクセスを実行するため、識別され た記憶域クラスに応答する手段、を含むことを特徴とする請求項２記載の装置。 ４．外部記憶装置を用いてアクセスを実行するための手段が：データを内部記憶 装置から外部記憶装置へ転送するためのアクセスのデータ主体用のエラーコード を生成するため、識別された記憶域クラスに応答する手段；及び データを外部記憶装置から内部記憶装置へ転送するためのアクセスのデータ主体 におけるエラーを検知し、修正するため、識別された記憶域クラスに応答する手 段、 を更に含むことを特徴とする請求項３記載の装置。 ５．複数のアクセス経路を通して並行してアクセスできるデータのセル、セルヘ の並行アクセスのためのデータの局所セルに対応するアクセス経路の数を定義す る第１にパラメーターＷであって該パラメーターにおいてＷ個の局所セルがセル を形成するもの、及び各局所セル内のデータのブロックの数を定義する第２のパ ラメーターＤ、によって記憶域クラスが特徴付けされていることを特徴とする請 求項３記載の装置。 ６．各局所セル内に少なくとも一つのデータのブロックがあることを特徴とする 請求項５記載の装置。 ８．記憶域クラスが、エラー回復アルゴリズムを指定する信頼性パラメーターに より更に特徴付けられ、外部記憶装置を用いてアクセスを実行するための手段が ： データを内部記憶装置から外部記憶装置へ転送するためのアクセスのデータ主体 用のエラーコードを生成するため、信頼性パラメーターに応答する手段；及び データを外部記憶装置から内部記憶装置へ転送するためのアクセスのデータ主体 におけるエラーを検知し、修正するため、信頼性パラメーターに応答する手段、 を更に含むことを特徴とする請求項５記載の装置。 ９．記憶域クラスが、複数のエラー回復アルゴリズムのうちの一つを指定する信 頼性パラメーターにより更に特徴付けられ、外部記憶装置を用いてアクセスを実 行するための手段が：エラー回復アルゴリズムを実行するため、信頼性パラメー ターに応答する手段、 を更に含むことを特徴とする請求項５記載の装置。 １０．複数のエラー回復アルゴリズムのうちの一つが、内部記憶装置から外部記 憶装置ヘデータを転送するためのアクセスのデータ主体の局所セルを複製するこ と、複製された局所セルを独立した復数のアクセス経路を介して並行して記憶す ること、外部記憶装置から内部記憶装置ヘデータを転送するためのアクセスのデ ータ主体の複製された局所セルのうちの最良の一つを選択すること、を提供する ことを特徴とする請求項９記載の装置。 １１．複数のエラー回復アルゴリズムのうちの一つが、各セル用のエラーコード の生成、及び前記エラーコードをセル内の局所セルヘの記憶を内部記憶装置から 外部記憶装置ヘデータを転送するためのアクセスのデータ主体の記憶と並行して 行うこと；並びにデータを外部記憶装置から内部記憶装置へ転送するためのアク セスのデータ主体におけるエラーを検知し、修正すること、を提供することを特 徴とする請求項９記載の装置。 １２．エラーコードが、セル内のデータの局所セルに関してパリティを備えてい ることを特徴とする請求項９記載の装置。 １３．エラーコードが、セル内の多数の局所セルに記憶されたマルチビットコー ドを備えていることを特徴とする請求項９記載の装置。 １４．装置が： 第一の手段に接続された、複数のユーザに割当てられた内部記憶装置内のロケー ションの依存性（ｄｅｐｅｎｄｅｎｃｉｅｓ）を指定するための手段、 を更に含むことを特徴とする請求項１記載の装置。 １５．指定するための手段が、複数のユーザ用の内部記憶装置の割当ての大域的 平均化のためのデータ処理システムを通してプログラマブルであることを特徴と する請求項１４記載の装置。 １６．第１の手段が： 複数のユーザのための内部記憶装置におけるロケーションの位置付け、ジャーナ リング及び解除のため、依存性に応答する手段、を含むことを特徴とする請求項 １４記載の装置。 １７．アクセスのデータファイル主体を外部メモリ内のロケーションに割当てる 予め指定されたパラメーターにより特徴付けられる複数の物理記憶域クラスがあ り、第２の手段が：アクセスのデータファイル主体に割当てられた複数の記憶域 クラスのうちの一つを識別するため、アクセスの要求に応答する手段；及び 外部メモリ内の適正なロケーションを用いてアクセスを実行するため、識別され た記憶域クラスに応答する手段、を含むことを特徴とする請求項１記載の装置。 １８．第２の手段に接続され、データファイルを記憶域クラスに割当てるための 手段、 を更に含むことを特徴とする請求項１７記載の装置。 １９．割当てを行うための手段が、外部メモリの動的割当てのためのデータ処理 システムを通してプログラマブルであることを特徴とする請求項１８記載の装置 。 ２０．外部記憶装置を用いる単一アクセスが、複数のアクセス経路のサブセット を並行して使用することを特徴とする請求項１記載の装置。 ２１．アクセスのデータファイル主体を外部メモリ内のロケーションに割当てる 予め指定されたパラメーターにより特徴付けられる複数の物理記憶域クラスがあ り、第２の手段が：複数の与えられたアクセスの記憶域クラスデータ主体のうち の一つを識別するための手段；及び 外部メモリ内の適止なロケーションを用いて複数のアクセス経路のサブセットを 通してアクセスを並行して実行するため、データファイルを複数のアクセス経路 のサブセットを通してアクセス可能な複数のロケーションに割当てる識別された 記憶域クラスに応答する手段、 を含むことを特徴とする請求項１記載の装置。 ２２．複数の第１の手段及び複数の第２の手段があり、これらが一箇所の故障の 場合には、連続作動を支持するように構成きれていることを特徴とする請求項１ 記載の装置。 ２３．第２の手段が： 装置間のデータのマイグレーションを実行するための手段、を含むことを特徴と する請求項１記載の装置。 ２４．第二の手段が： 記憶域クラス間のデータのマイグレションを実行するための手段、 を更に含むことを特徴とする請求項２１記載の装置。 ２５．データ処理システムの複数のユーザによるアクセスのためのデータファイ ルを管理する装置であって、前記データ処理システムが、内部記憶装置、外部記 憶装置、内部記憶装置と外部記憶装置との間の複数のアクセス経路、及びファイ ルユーザインターフェースを含み、前記ファイルユーザインターフェースにより 複数のユーザがデータファイルヘのアクセスを要求するものであり、前記装置に おいてはアクセスのデータファイル主体を外部メモリ内のロケーションに割当て る予め指定されたパラメーターにより特徴付けられる複数の物理記憶域クラスが あり、前記装置が、ファイルユーザインターフェース及び内部記憶装置に接続さ れ、複数のユーザによりアクセスされるデータの一時記憶域のために内部記憶装 置を割当て、前記割当ての支援に外部記憶装置によりアクセスの要求を生成する 、ための第一の手段：及び第１の手段に接続され、、複数のユーザに割当てられ た内部記憶装置内のロケーション用の依存性を指定するための手段；論理アドレ スを、各アクセスのデータ主体に割当てるため、外部記憶装置を用いたアクセス の要求に応答する手段；複数の記憶域クラスのうちの一つを識別するため、論理 アドレスに応答する手段；及び 外部メモリ内の適正なロケーションを用いて複数のアクセス経路のサブセットを 通してアクセスを実行するため、識別された記憶域クラスに応答する手段、 を備えていることを特徴とする装置。 ２６．第１の手段が： 複数のユーザのための内部記憶装置におけるロケーションの位置付け、ジャーナ リング及び解除のため、依存性に応答する手段、を含むことを特徴とする請求項 ２５記載の装置。 ２７．指定するための手段が、複数のユーザ用の内部記憶装置の割当ての大域的 平均化のためのデータ処理システムを通してプログラマブルであることを特徴と する請求項２５記載の装置。 ２８．外部記憶装置を用いる単一アクセスが、複数のアクセス経路のサブセット を並行して使用することを特徴とする請求項２５記載の装置。 ２９．複数のアクセス経路を通して並行してアクセスできるデータのセル、セル ヘの並行アクセスのためのデータの局所セルに対応するアクセス経路の数を定義 する第１にパラメーターＷであって該パラメーターにおいてＷ個の局所セルがセ ルを形成するもの、及び各局所セル内のデータのブロックの数を定義する第２の パラメーターＤ、によって記憶域クラスが特徴付けされていることを特徴とする 請求項２８記載の装置。 ３０．各局所セル内に少なくとも一つのデータのブロックがあることを特徴とす る請求項２９記載の装置。 ３１．外部記憶装置を用いてアクセスを実行するための手段がデータを内部記憶 装置から外部記憶装置へ転送するためのアクセスのデータ主体用のエラーコード を生成するため、識別された記憶域クラスに応答する手段；及び データを外部記憶装置から内部記憶装置へ転送するためのアクセスのデータ主体 におけるエラーを検知し、修正するため、識別された記憶域クラスに応答する手 段、 を更に含むことを特徴とする請求項２５記載の装置。 ３２．記憶域クラスが、エラー回復アルゴリズムを指定する信頼性パラメーター により更に特徴付けられ、外部記憶装置を用いてアクセスを実行するための手段 が： データを内部記憶装置から外部記憶装置へ転送するためのアクセスのデータ主体 用のエラーコードを生成するため、信頼性パラメーターに応答する手段；及び データを外部記憶装置から内部記憶装置へ転送するためのアクセスのデータ主体 におけるエラーを検知し、修正するため、信頼性パラメーターに応答する手段、 を更に含むことを特徴とする請求項２９記載の装置。 ３３．記憶域クラスが、複数のエラー回復アルゴリズムのうちの一つを指定する 信頼性パラメーターにより更に特徴付けられ、外部記憶装置を用いてアクセスを 実行するための手段が：エラー回復アルゴリズムを実行するため、信頼性パラメ ーターに応答する手段、 を更に含むことを特徴とする請求項２９記載の装置。 ３４．複数のエラー回復アルゴリズムのうちの一つが、内部記憶装置から外部記 憶装置ヘデータを転送するためのアクセスのデータ主体の局所セルを複製するこ と、複製された局所セルを独立した複数のアクセス経路を介して並行して記憶す ること、外部記憶装置から内部記憶装置ヘデータを転送するためのアクセスのデ ータ主体の複製 された局所セルのうちの最良の一つを選択すること、を提供することを特徴とす る請求項３３記載の装置。 ３５．複数のエラー回復アルゴリズムのうちの一つが、各セル用のエラーコード の生成、及び前記エラーコードをセル内の局所セルヘの記憶を内部記憶装置から 外部記憶装置ヘデータを転送するためのアクセスのデータ主体の記憶と並行して 行うこと；並びにデータを外部記憶装置から内部記憶装置へ転送するためのアク セスのデータ主体におけるエラーを検知し、修正すること、を提供することを特 徴とする請求項３３記載の装置。 ３６．エラーコードが、セル内のデータの局所セルに関してパリティを備えてい ることを特徴とする請求項３３記載の装置。 ３７．エラーコードが、セル内の多数の局所セルに記憶されたマルチビットコー ドを備えていることを特徴とする請求項３３記載の装置。 ３８．データファイルの記憶装置であって、前記データファイルが複数の局所セ ルを含み、各局所セルが少なくとも一つのデータのブロックを含む装置において 、前記装置が：データの記憶のための複数の記憶手段；複数の論理入出力経路Ｐ ｎであって、ｎが１乃至Ｎに等しく、各経路は前記複数の記憶手段のサブセット に接続されているため、データの局所セルが、Ｎ本の経路を介して並行して前記 複数の記憶手段へ、及び前記複数の記憶手段から伝送されることができる経路； を備えており、しかも前記装置においては、前記データファイルは、局所セルＬ Ｃ１であって、ｉが１乃至Ｘに等しい局所セルのシーケンスの前記複数の記憶手 段内に記憶され、ここにおいて局所セルＬＣ１は経路Ｐｎに接続された記憶手段 に記憶され、局所セルＬＣ１＋１は経路Ｐｋ、ここでｋはｎとは等しくない、に 接続された記憶手段に記憶されることを特徴とする装置。 ３９．データファイルが、Ｗ個の局所セルのＳ個のセルを含み、ここでＳは、次 の高位の整数に丸められたＸ／Ｗに等しく、各セルは、セルのためにエラー修正 コードを記憶する少なくとも一つの局所セルを含み、全ての局所セルは、異なる 経路に接続された記憶手段に記憶され、ここにおいてｗは、Ｎより小さいか又は それに等しいことを特徴とする請求項３８記載の装置。 ４０．与えられたセル用のエラー修正コードが、前記エラー修正コードを除くセ ル内の全ての局所セルのビット的（ｂｉｔｗｉｓｅ）排他的論理和を備えている ことを特徴とする請求項３９記載の装置。 ４１．エラー修正コードを含むデータ内の局所セルが、一つの経路に接続された 記憶手段に記憶されていることを特徴とする請求項４０記載の装置。 ４２．セル用のエラー修正コードを含むデータ内の局所セルが、経路Ｐ（（（ｊ −１）ｍｏｄｗ）＋１）に接続された記憶手段に記憶されることを特徴とする請 求項４０記載の装置。 ４３．エラー修正コードが、多重（ｍｕｌｔｉｐｌｅ）ビットコードであること を特徴とする請求項３９記載の装置。 ４４．データファイルの記憶装置であって、前記データファイルが複数の局所セ ルを含み、各局所セルがデータファイルへアクセスするための単位として処理す ることのできる少なくとも一つのデータのブロックを含む装置において、前記装 置が；データの記憶のための複数の記憶手段；個数Ｗの論理入出力経路である経 路１ないしＷであって、各経路は前記複数の記憶手段のサブセットに接続されて いるため、データのブロックが、Ｗ本の経路を介して並行して前記複数の記憶手 段へ、及び前記複数の記憶手段から伝送されることができる経路；を備えており 、しかも前記装置においては、前記データファイルは、Ｘ個の局所セルのシーケ ンスの前記複数の記憶手段内に記憶され、前記シーケンスにおける局所セル１は 経路１に接続された記憶手段に記憶され、局所セル２は経路２に接続された記憶 手段に記憶され、局所セルＷは経路Ｗに接続された記憶手段に記憶され、局所セ ルＷ＋１は経路１に接続された記憶手段に記憶され、局所セルＷ＋２は経路２に 接続された記憶手段に記憶され、局所セル２Ｗは経路Ｗに接続された記憶手段に 記憶され、局所セルＸが、経路Ｐ（（（Ｘ−１）ｍｏｄｗ）＋１）に接続された 記憶手段に記憶されることを特徴とする装置。 ４５．データファイルが、最多Ｗ個までの局所セルのＳ個のセルを含み、ここで Ｓは、次の高位の整数に丸められたＸ／Ｗに等しく、各セルは、セットのために エラー修正コードを記憶する少なくとも一つの局所セルを含むことを特徴とする 請求項４４記載の装置。 ４６．与えられたセル用のエラー修正コードが、前記エラー修正コードを除くセ ル内の全ての局所セルのビット的（ｂｉｔｗｉｓｅ）排他的論理和を備えている ことを特徴とする請求項４５記載の装置。 ４７．エラー修正コードを含むデータ内の局所セルが、一つの経路に接続された 記憶手段に記憶されていることを特徴とする請求項４６記載の装置。 ４８．セル用のエラー修正コードを含むデータ内の局所セルが、経路Ｐ（（（ｊ −１）ｍｏｄｗ）＋１）に接続された記憶手段に記憶されることを特徴とする請 求項４６記載の装置。 ４９．エラー修正コードが、多重（ｍｕｌｔｉｐｌｅ）ビットコードであること を特徴とする請求項４５記載の装置。 ５０．データファイルの記憶装置であって、前記データファイルが局所セルＬＣ １であって、ｉが１乃至Ｘに等しい局所セルのシーケンスを含み、各局所セルが データファイルへアクセスするための単位として処理することのできる少なくと も一つのデータのブロックを含む装置において、前記装置が：データの記憶のた めの複数の記憶手段：複数の論理入出力経路Ｐｎであって、ｎが１乃至Ｗに等し く、各経路は前記複数の記憶手段のサブセットに接続されているため、データの ブロックが、複数の経路を介して並行して前記複数の記憶手段へ、及び前記複数 の記憶手段から伝送されることができる経路：及び 前記複数の経路に接続され、局所セルＬＣ１であって、ｉが１乃至Ｘに等しい局 所セルのシーケンスを少なくとも一つの前記複数の記憶手段のサブセットに割当 てて局所セルＲ１が経路Ｐｎに接続された記憶手段に記憶され、局所セルＬＣ１ ＋１が経路Ｐｋ、ここでｋはｎとは等しくない、に接続された記憶手段に記憶さ れるようにするための手段、 を備えていることを特徴とする装置。 ５１．ｎが、（（（ｉ−１）ｍｏｄｗ）＋１）においてｉが１乃至Ｘに等しいも のと等しいことを特徴とする請求項５０記載の装置。 ５２．データファイルの記憶装置であって、前記データファイルが局所セルＬＣ １であって、ｉが１乃至Ｘに等しい局所セルのシーケンスを含み、各局所セルが 単位としてデータファイルのユーザによって処理されることのできる少なくとも 一つのデータのブロックを含む装置において、前記装置が：データの記憶のため の複数の記憶手段；複数の論理入出力経路Ｐｎであって、ｎが１乃至Ｎに等しく 、各経路は前記複数の記憶手段のサブセットに接続されているため、データのブ ロックが、複数の経路を介して並行して前記複数の記憶手段へ、及び前記複数の 記憶手段から伝送されることができる経路： データのブロックを受信するよう接続され、Ｅ個の局所セルのセット用のエラー 修正コードＥＣＣｍを生成するための手段であり、ここでＳは１からＳへ進み、 Ｓは次の高位の整数に丸められたＸ／Ｅに等しい手段；及び 前記複数の経路及び前記エラー修正コードＥＣＣａに接続され、局所セルＬＣ１ であって、ｉが１乃至Ｘに等しい局所セルのシーケンス及びエラー修正コードＥ ＣＣａであって、Ｓが１乃至Ｓに等しいエラー修正コードを少なくとも一つの前 記複数の記憶手段のサブセットに割当てて、ＥＣＣａ用のセット内の全ての局所 セル及びＥＣＣａがセルを形成し、異なる経路に接続された記憶手段に記憶され るようにするための手段、 を備えていることを特徴とする装置。 ５３．エラー修正コードＥＣＣａが、セル内のデータの全ての局所セルのビット 的（ｂｉｔｗｉｓｅ）排他的論理和を採ることにより生成されることを特徴とす る請求項５２記載の装置。 ５４．割当て手段が、全てのエラー修正コードを同じ経路に割当ることを特徴と する請求項５３記載の装置。 ５５．割当て手段が、エラー修正コードＥＤＤｍを経路Ｐ（（（ｍ−１）ｍｏｄ ｗ）＋１）に接続された記憶装置に割当てることを特徴とする請求項５３記載の 装置。 ５６．エラー修正コードが、多重（ｍｕｌｔｉｐｌｅ）ビットハッミングコード であることを特徴とする請求項５２記載の装置。 ５７．エラー修正コードが、Ｍ個の局部セルと等しいサイズを有し、Ｅが、Ｗ引 くＭに等しいことを特徴とする請求項５２記載の装置。 ５８．複数のデータファイルの記憶装置であって、各データファイルが局所セル ＬＣ１であって、ｉが１乃至Ｘに等しい局所セルのシーケンスを含み、ここでＸ は各データファイルと連携するパラメーターであり、各局所セルが単位としてデ ータファイルのユーザによって処理されることのできる少なくとも一つのデータ のブロックを含む装置において、前記装置が：データの記憶のための複数の記憶 手段；複数の論理入出力経路Ｐｎであって、ｎが１乃至Ｎに等しく、各経路は前 記複数の記憶手段のサブセットに接続されているため、データが、複数の経路を 介して並行して前記複数の記憶手段へ、及び前記複数の記憶手段から伝送される ことができる経路；及び各データファイルのための局所セルＬＣ１であって、ｉ が１乃至Ｘに等しい局所セルのシーケンスを少なくとも一つの前記複数の記憶手 段のサブセットに割当てて与えられたデータファイルの局所セルＬＣｉが経路Ｐ ｎに接続された記憶手段に記憶され、前記与えられたデータファイルの局所セル ＬＣ１＋１が経路Ｐｋ、ここでｋはｎとは等しくない、に接続された記憶手段に 記憶されるようにするため、前記複数の経路に接続され各データファイルと連携 するパラメーターに応答する手段、 を備えていることを特徴とする装置。 ５９．局所セル一つあたりのブロックの数が、各データファイルと連携する追加 のパラメーターであり、前記追加のパラメーターに割当て手段が応答することを 特徴とする請求項５８記載の装置。 ６０．個数Ｗの局所セルが、セルを形成し、前記個数が、各データファイルと連 携する追加のパラメーターであることを特徴とする請求項５８記載の装置。 ６１．ｎが、（（（ｉ−１）ｍｏｄｗ）＋１）においてｉが１乃至Ｘに等しいも のと等しいことを特徴とする請求項５０記載の装置。 ６２．複数のデータファイルの記憶装置であって、各データファイルが局所セル ＬＣ１であって、ｉが１乃至Ｘに等しい局所セルのシーケンスを含み、ここでｘ は各データファイルと連携するパラメーターであり、各局所セルが単位としてデ ータファイルのユーザによって処理されることのできる少なくとも一つのデータ のブロックを含む装置において、前記装置が：データの記憶のための複数の記憶 手段；複数の論理入出力経路Ｐｎであって、ｎが１乃至Ｎに等しく、各経路は前 記複数の記憶手段のサブセットに接続されているため、データが、複数の経路を 介して並行して前記複数の記憶手段へ、及び前記複数の記憶手段から伝送される ことができ、ここにおいてＮ個の局所セルがセルに等しい経路；データのブロッ クを受信するよう接続され、Ｚ個の局所セルに記憶するための、Ｅ個の局所セル のセット用のエラー修正コードＥＣＣａを生成するための手段であり、ここでＳ は１からＳへ進み、Ｓは次の高位の整数に丸められたＸ／Ｅに等しく、ＮはＺ＋ Ｅに等しい手段；及び 局所セルＬＣ１であって、ｉが１乃至Ｘに等しい局所セルのシーケンス及び各デ ータファイル用のエラー修正コードＥＣＣａであって、Ｓが１乃至Ｓに等しいエ ラー修正コードを少なくとも一つの前記複数の記憶手段のサブセットに割当てて 、与えられたセット内のデータの全ての局所セル及び与えられたセット用のエラ ー修正コードの局所セルがＷ個の局所セルのセルを形成し、異なる経路に接続さ れた記憶手段に記憶されるようにするため、前記複数の経路及び前記エラー修正 コードＥＣＣａに接続され、各データファイルと連携するパラメーターに応答す る手段、を備えていることを特徴とする装置。 ６３．局所セル一つあたりのブロックの数が、各データファイルと連携する追加 のパラメーターであり、前記追加のパラメーターに割当て手段が応答することを 特徴とする請求項６２記載の装置。 ６４．Ｗが、各データファイルと連携するパラメーターであることを特徴とする 請求項６２記載の装置。 ６５．複数の種類のエラー修正コードがあり、前記エラー修正の種類が各データ ファイルと連携するパラメーターであることを特徴とする請求項６２記載の装置 。 ６６．第１の種類のエラー修正コードが、セット内の全ての局所セルのビット的 排他的論理和を採ることにより生成されることを特徴とする請求項６５記載の装 置。 ６７．第１の種類のエラー修正コードが、セット内の全ての局所セルのビット的 排他的論理和を採ることにより生成され、割当て手段が、全てのエラー修正コー ドを同じ経路に割当てることを特徴とする請求項６５記載の装置。 ６８．第１の種類のエラー修正コードが、セット内の全ての局所セルのビット的 排他的論理和を採ることにより生成され、割当て手段が、エラー修正コードεＤ Ｄａを経路Ｐ（（（ｎ−１）ｍｏｄｗ）＋１）に接続された記憶装置に割当てる ことを特徴とする請求項６５記載の装置。 ６９．エラー修正コードの一つの種類が、セット内の全ての局所セルに関して生 成された多重ピットハミングコードであることを特徴とする請求項６５記載の装 置。