JPH06332625A - ファイルのデータ多重化方法及びデータ処理システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】多数のディスクドライブ装置が接続されたデー
タ処理システムにおいて、高性能かつ必要記憶容量の少
ないファイルシステムを提供する。 【構成】ファイルのオープン時、そのファイルの全体ま
たは部分領域のデータを多重化して複数のドライブ７〜
１２に分散配置し、該ファイルのクローズ時に該ファイ
ルの多重化データを消去する。 【効果】本発明によれば、多重化データのうちアクセス
時間が短いもの、またはストライピングにより転送時間
が短いものを選んでアクセスできるので、ファイルシス
テムを高性能化できる。また、オープン中のみデータ多
重化を行なえば良く、必要な記憶容量を小さくできる。
さらに、部分領域のみデータ多重化を行なえばさらに容
量を小さくできる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ファイルシステムの性
能および信頼性向上に係わり、特に多数のディスクドラ
イブ装置が接続されたデータ処理システムにおいて、フ
ァイルシステムの高速化に好適なファイルのデータ多重
化方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来のファイルのデータ多重化方法に関
する第１の従来技術は、第１４回ＶＬＤＢコンファレン
ス予稿集（１９８８年）の「ディスク・シャドゥイン
グ」第３３１−３３８頁("Disk Shadowing", Proceedin
gs of the 14th VLDB Conference(1988), pp331−338)
に記載されている。

【０００３】この第１の従来技術は、磁気ディスク装置
単位のミラーリング方法を開示している。基本的なミラ
ーリングとは、ディスク装置２台がペアとなり、２台は
全く同一のデータを保持する。上記文献では３台以上の
多重化を特別にシャドゥイングと呼んでいるが、ここで
は３台以上の多重化もミラーリングと呼ぶことにする。
ミラーリングの動作を説明する。データのｗｒｉｔｅ時
は複数台のディスク装置のそれぞれに同一データを同一
アドレスに書き込んで多重化し、ｒｅａｄ時は任意のデ
ィスク装置からデータを読み込む。

【０００４】したがって、単一ディスク装置にデータを
格納する場合に比べて、複数のｒｅａｄを並列に処理で
きるため、単位時間あたりの入出力処理数である入出力
スループットが向上する。さらに、シーク時間の短いデ
ィスク装置を選んでデータを読み込むことができるの
で、ｒｅａｄの入出力時間を短縮することができる。ｗ
ｒｉｔｅは、複数台のディスク装置への入出力起動オー
バヘッドと全部のディスク装置の書き込み終了を待つオ
ーバヘッドのために、入出力スループットと入出力時間
については性能低下となる。しかし、ｗｒｉｔｅの性能
低下はｒｅａｄの性能向上に比べはるかに小さいので、
ｒｅａｄとｗｒｉｔｅの実行数が同じでも、単一ディス
ク装置の場合より平均的な性能は向上する。

【０００５】ミラーリングのもう一つの利点は、信頼性
および可用性の向上である。同一データのコピーが複数
あるので、一つのディスク装置に障害が発生しても、他
のディスク装置のコピーデータにアクセスすることがで
きるのでデータは失われない。ミラーリングの指定は、
システム管理者が決定し、コンソールからシステムコマ
ンドを投入することにより設定される。このミラーリン
グは、ディスク制御装置のハードウェアと制御ソフトウ
ェアにより実現されることが多いが、オペレーティング
システム（ＯＳ）により実現されている例もある。

【０００６】磁気ディスク領域単位のデータ多重化方法
である第２の従来技術は、オレイリー・アソシエイツ社
（O'Reilly & Associates,Inc.）刊の「ガイド・トゥー
ＯＳＦ／１：テクニカル・シノプシス」（１９９１年）
第７−１頁から第７−１０頁(Guide to OSF／1: A Tech
nical Synopsis (1991), pp7−1−7−10）に述べられて
いる。

【０００７】この第２の従来技術では、ディスク装置全
体ではなく、論理ボリュームという概念により、ディス
ク領域単位でミラーリングを行なう。ディスクをエクス
テントと呼ぶ固定長領域に分割し、一つの論理エクステ
ントに対して一つまたは複数の物理エクステントを対応
させる。対応させる物理エクステントは、どの物理ディ
スク装置のものでもよく、一つの論理エクステントに異
なる物理ディスク装置の物理エクステントを対応させて
よい。論理エクステントを集めて、一つの仮想的なディ
スク装置としたものをディスクの論理ボリュームと呼
ぶ。一つの論理エクステントに対して一つまたは複数の
物理エクステントを対応させた場合がミラーリングとな
る。ミラーリングの場合の動作を説明する。論理エクス
テントへのｗｒｉｔｅ時は、対応する複数の物理エクス
テントのそれぞれに同一データを同一エクステント内相
対アドレスに書き込んで多重化し、ｒｅａｄ時は任意の
物理エクステントからデータを読み込む。

【０００８】したがって、この論理ボリュームという方
法は、ディスク装置を部分的にミラーリングすることが
できる。ミラーリングの指定は第１の従来技術と同様
に、システム管理者が決定し、コンソールからシステム
コマンドを投入することにより設定される。この論理ボ
リュームのミラーリングの利点は、第１の従来技術で述
べた性能、信頼性、可用性の他に、ディスク装置の重要
な領域のみ多重化できるので、多重化に要するディスク
容量が小さくできるという利点がある。この例ではミラ
ーリングは、ＯＳにより実現されている。

【０００９】磁気ディスク装置ではなく、ファイル単位
でデータを多重化する第３の従来技術は、アディソン・
ウェスレー社（Addison−Wesley Publishing Company
）刊の「オペレーティングシステム・コンセプト第３
版」（１９９１年）第５０７頁から第５０８頁(Operati
ng System Concept Third Edition (1991), pp507−50
8）に述べられている。

【００１０】この第３の従来技術のファイル単位でのデ
ータ多重化方法は、レプリケーションと呼ばれる。レプ
リケーションは、分散システムにおいて信頼性と可用性
の向上に用いられる。マスタファイルと同一の内容を保
持するレプリカと呼ぶファイルをマスタファイルとは異
なるデータ処理システムの磁気ディスク装置に格納す
る。マスタファイルがあるコンピュータシステムに障害
が発生した場合、レプリカにアクセスすることによりア
クセス不能の状態を回避することができる。ファイルへ
のｗｒｉｔｅ時は、マスタファイルにデータを書き込
み、対応する一つまたは複数のレプリカのそれぞれに同
一データに書き込んで多重化し、ｒｅａｄ時はマスタフ
ァイルまたは任意のレプリカからデータを読み込む。分
散システムにおいて、レプリカに多重にｗｒｉｔｅを発
行するのは、大きなオーバヘッドである。したがって、
マスタファイルの更新をレプリカに反映する方法すなわ
ち一致制御方法は、上記のマスタファイルと同時にｗｒ
ｉｔｅを実行する一致性の高い方法の他に、一定時間間
隔ごとにまとめて更新データをレプリカに書き込むとい
った一致性の低い方法がある。レプリカの指定は、シス
テム管理者がシステムコマンドを投入することにより行
なうが、ファイルへのアクセスを要求するデータ処理シ
ステムに、キャッシングを目的として作成されるレプリ
カは、アクセス要求時にＯＳにより自動的に作成され
る。これをキャッシュ・レプリケーションと呼ぶ。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】上記第１および第２の
従来技術のミラーリングは、システム管理者があらかじ
め負荷を予測して設定する静的なデータ多重化であり、
負荷が高くなる可能性のあるすべてのファイルを格納す
るファイル記憶装置をあらかじめ多重化するため、シス
テム全体の記憶装置数と記憶容量が多量に必要になると
いう第１の問題点があった。ある時点を考えると、上記
のファイルのすべてが使用されているということはまれ
であり、その場合には使用されていないファイルの多重
化データを格納する記憶装置とその記憶容量は全く無駄
のものとなっている。必要な時に必要なだけ、多重化の
ための記憶容量を使用することが望ましい。

【００１２】また、性能向上を目的としたデータ多重化
は複数の形態があり、プログラムのファイル入出力の特
徴、すなわち入出力特性により、適合する形態と適合し
ない形態とがある。例えば、ミラーリングにおいても、
ｒｅａｄに比べてｗｒｉｔｅ回数が多ければデータを２
重化するのが良く、ｒｅａｄ回数が多ければデータを３
重化以上にするのが良い。１回のｒｅａｄのデータ量が
大きく、高速転送を必要とするならば、データを固定長
のブロックに区切り、複数の記憶装置に巡回的にブロッ
クを割り当てるストライピングと呼ばれる形態が適合し
ている。一方、一つのファイルでも入出力特性は入出力
を発行するプログラムにより異なるのが通常である。し
たがって、これらの従来技術の静的なデータ多重化は、
設定時に想定した入出力特性と異なる特性の場合は性能
が低下するという第２の問題点があった。

【００１３】第３の従来技術のレプリケーションは、異
なるデータ処理システムに多重化データを格納して、信
頼性を向上させることを目的としており、入出力の性能
向上を考慮していない。異なるデータ処理システムにあ
るレプリカへの入出力は、ネットワークを介して転送す
るオーバヘッドがあるため時間がかかり、性能は向上し
ないという第３の問題点があった。

【００１４】また、レプリケーションはミラーリングと
同様にセンタ管理者が負荷が高くなる可能性のあるすべ
てのファイルをあらかじめ多重化するため、システム全
体の記憶容量が多量に必要になる前記第１の問題点もあ
った。さらに、ミラーリングと同様に静的なデータ多重
化であるため、入出力特性の変化に対応できない前記第
２の問題点もあった。

【００１５】第３の従来技術の変形であるキャッシュ・
レプリケーションは、ファイルのアクセス要求時に要求
元のデータ処理システムにキャッシング用レプリカを作
成する動的なデータ多重化を行なうため、前記第１の問
題点はない。しかし、キャッシング用レプリカは単純な
２重化であり、入出力特性は考慮していない。したがっ
て、第３の従来技術にも前記第２の問題点があった。さ
らに、キャッシュ・レプリケーションは、入出力要求を
ファイルを有するデータ処理システムにネットワークを
介して転送するオーバヘッドをなくしてアクセス性能を
向上させる。しかし、キャッシュ用レプリカはそれを有
するデータ処理システム以外からはアクセスできないの
で、マスタ・ファイルを有するデータ処理システムにと
っては入出力性能の向上にはつながらないという第４の
問題点があった。

【００１６】本発明の目的は、複数のファイル記憶装置
が制御装置を介して接続されたデータ処理システムにお
いて、高性能の入出力特性を実現するファイルデータの
多重化方法及びデータ処理システムを提供することにあ
る。

【００１７】本発明の他の目的は、複数のファイル記憶
装置が制御装置を介して接続されたデータ処理システム
において、必要記憶容量の少ないファイルシステムを実
現するファイルのデータ多重化方法及びデータ処理シス
テムを提供することにある。

【００１８】

【課題を解決するための手段】本発明の特徴は、ファイ
ルのオープン要求があった時、このファイルの少なくと
も一部の領域のデータを多重化して複数のドライブ（フ
ァイル記憶装置）に分散配置し、このファイルのクロー
ズ時に、前記多重化データを消去することにある。

【００１９】本発明の他の特徴は、オープン中のファイ
ルの使用頻度が所定値以上の時、このファイルの全体ま
たは部分領域のデータを多重化して複数のドライブに分
散配置し、このファイルのクローズ時に多重化データを
消去することにある。

【００２０】

【作用】本発明によれば、オープンしているファイルの
全体または部分領域のデータを多重化して複数のドライ
ブに分散配置する。それらのファイルに対するライト
（ｗｒｉｔｅ）時は、多重に分散配置したすべてのファ
イル領域にデータを書き込み、リード（ｒｅａｄ）時
は、多重化された任意のファイル領域からデータを読み
込む。ｒｅａｄ時は、複数のファイル領域がアクセス可
能ならば、最もシーク時間の短いものからデータを読み
込むことができ、入出力時間を短縮できる。またｒｅａ
ｄは、分散配置されたドライブの数まで並列に実行する
ことができ、入出力スループットを向上させることがで
きる。

【００２１】さらに、ファイルのオープン時もしくはオ
ープン中にデータ多重化を行なうので、オープンするプ
ログラムの入出力特性に応じたデータ多重度および配置
するドライブ数が選択でき、入出力性能を向上させるこ
とができる。

【００２２】一方、ファイルのオープン時もしくはオー
プン中にデータ多重化を行ない、その多重化データをク
ローズ時に消去するので、一時にオープンするファイル
分の多重化に要する記憶容量のみ用意すればよく、シス
テムのファイル記憶容量を小さくすることができる。

【００２３】

【実施例】以下、本発明の実施例を説明する。 〈実施例１〉まず、第一の実施例を図１〜図１４により
説明する。第一の実施例は、複数の磁気ディスク装置
（ドライブ）がディスク制御装置を介して接続されるデ
ータ処理システムにおいて、オペレーティングシステム
（ＯＳ）が本発明を実施する例である。したがって、Ｏ
Ｓのファイルシステムに本発明の方法を組み込む。ファ
イルシステムは、現在の主流ＯＳであるＵＮＩＸのそれ
を前提とする。ＵＮＩＸのファイルシステムについて
は、プレンティスホール社 (Prentice−Hall, Inc.) 刊
「デザイン・オブ・ＵＮＩＸオペレーティングシステ
ム」(The Design of The UNIX Operating System (198
6)) に記述されている。ＵＮＩＸのファイルシステムに
処理を追加する構造で本発明を実施するので、発明に直
接関与しないファイルシステムの詳細の記述は省略す
る。すなわち、オープン、クローズ、リード、ライトと
いった従来からあるファルシステムのシステムコールに
本発明のための処理を追加し、本来の機能の処理につい
ては従来のシステムコールに対応する処理ルーチンをコ
ールする形で実現する。また、いくつかの新たな処理プ
ログラムを追加する。第一実施例においては、一定時間
ごとに起動されるプログラムがファイルやファイル記憶
装置の使用状況に基づいてデータを多重化、すなわちミ
ラーファイルを作成する決定を行なう。

【００２４】まず、第一実施例のハードウェア構成を説
明する。図１は、データ処理システムの構成図である。
ハードウェア構成をまず説明する。命令プロセッサ（Ｉ
Ｐ）１，２と入出力プロセッサ（ＩＯＰ）４が主記憶装
置（ＭＳ）３に接続される。ＩＯＰ４には、ディスク制
御装置（ＤＫＣ）５，６が接続され、ＤＫＣ５，６には
ディスク駆動装置（ＤＫＵ）７，８，９，１０，１１，
１２が接続される。ＤＫＵは、一つのスピンドルからな
るディスクドライブであり、一つのＤＫＵがＯＳ２２か
らは一つのボリュームとして管理される。ＩＯＰ４は、
命令プロセッサ１，２からチャネルプログラムというＩ
ＯＰのプログラムの起動を受けてＩ／Ｏを実行し、Ｉ／
Ｏ完了を入出力機器から受け取ると、命令プロセッサ
１，２に対してＩ／Ｏ割り込みを発生させて知らせる。
ＤＫＣ５，６は、ＩＯＰ４からのデータの書き込みや読
み込みコマンドに応答して、ＤＫＵを制御して磁気ディ
スクＩ／Ｏを行なう。このＩＯＰ、ＤＫＣ、ＤＫＵのＩ
／Ｏハードウェア構成は、メインフレームコンピュータ
においては公知のものである。

【００２５】次に、第一実施例のソフトウェア構成を説
明する。データ処理システムには、Ｉ／Ｏを発行する応
用プログラム２１とそれを処理するＯＳ２２が動作す
る。ＯＳ２２は、ファイルシステム２６とディスクドラ
イバ２７のプログラムモジュールと、ＭＳ３のボリュー
ム制御テーブル３１とファイル制御テーブル３２、ＤＫ
Ｕのボリューム管理ブロック３３、ＯＳバッファ４０の
データ構造を有する。ファイルシステム２６は、入出力
機器の特性から独立した抽象的なファイルの概念と操作
を実現するソフトウェアである。

【００２６】そしてＯＳ２２は、それぞれファイルのオ
ープン、クローズ、リード、ライト、ディスクブロック
の割り当て、多重化の決定、ミラーファイルの作成、ミ
ラーファイルの消去を行なうＯｐｅｎプログラム４１、
Ｃｌｏｓｅプログラム４２、Ｒｅａｄプログラム４３、
Ｗｒｉｔｅプログラム４４、Ａｌｌｏｃプログラム４
５、多重化プログラム４６、ミラー作成プログラム４
７、ミラー消去プログラム４８を有する。ディスクドラ
イバ２７は、ディスク装置の特性を意識したＩ／Ｏ処理
を行なうソフトウェアである。ファイルシステム２６
は、ディスクドライバ２７を下位モジュールとしてコー
ルして、抽象的なファイル機能を実現する。ドライバ２
７にも、ＯｐｅｎやＲｅａｄといったファイルに関する
システムコールに対応するプログラムのエントリがあ
り、磁気ディスクの特性に依存したＩ／Ｏ処理を行な
う。

【００２７】本実施例は、ファイルシステム２６の上記
プログラムに処理を追加しドライバ２７は変更しないの
で、ドライバ２７の中の処理については説明しない。フ
ァイルのデータは、ＤＫＵに格納される。オリジナルの
ファイルをマスタファイル３４と呼び、マスタファイル
３４と同じ内容を持つ多重化データのファイルをミラー
ファイル３５，３６，３８，３９と呼ぶ。

【００２８】分割ミラーファイル３８，３９は、図２に
示すように、いわゆるストライピングしたファイルであ
り、ファイルデータ３０１のブロック３０２を循環的に
複数のＤＫＵ０２，１２に配置する。アクセスするデー
タ長が大きい場合は、複数のＤＫＵ０２，１２が並列に
動作できるので、データ転送速度が向上する。例えば、
ブロック０とブロック１のリード要求を応用プログラム
２１が発行した場合は、ＤＫＵ０２とＤＫＵ１２が並列
に読み込み動作を行なえるので、データ転送速度は２倍
となる。

【００２９】図３は、ボリューム管理ブロック３３の構
成図である。ＯＳ２２は、一つのＤＫＵを一つのボリュ
ームとして管理する。ボリュームのディスク領域は、ボ
リューム管理ブロック３３、ファイルノード領域５９、
データ領域６２の３領域に分割される。ボリューム管理
ブロック３３は、以下のフィールドを有する。先頭空き
ブロックアドレス５６がデータ領域の空きブロック６４
のリストを指し、先頭空きノードインデクス５８が空き
ファイルノード６０のリストを指す。ファイルシステム
２６がファイルを作成する時にこれらのリストから、空
きを探して使用する。

【００３０】図４は、ファイルノード６１の構成図であ
る。ファイルノード６１は、一つのファイルの情報を保
持する。所有者識別子などの従来からある基本情報のフ
ィールド７１，７２，７３，７４に以下の情報のフィー
ルドを加える。アドレステーブル７７はファイルに割り
当てられた複数のブロック６３のアドレス７９を保持す
るための従来からある情報であるが、本発明のために、
各ブロック６３が存在するボリュームの識別子のフィー
ルド７８を設けた。ミラーリードリスト７６は、ミラー
ファイルを持つ場合にミラーのファイルノードのリスト
を指す。

【００３１】図５は、ボリューム制御テーブル３１の構
成図である。ボリュームごとにエントリ８１があり、オ
ープン中のファイル数を保持するオープン数８５、ボリ
ュームの現在のヘッド位置をあらわすシーク位置８６、
当該ボリュームに対するリード発行回数をあらわすｒｅ
ａｄ回数８７、ライト発行回数をあらわすｗｒｉｔｅ回
数８８、ボリューム管理ブロック３３キャッシングす
る、すなわち主記憶に常駐化するための領域８９のフィ
ールドを有する。ｒｅａｄ回数８７とｗｒｉｔｅ回数８
８は、多重化プログラム４７が一定時間間隔ごとにリセ
ットする。

【００３２】図６は、ファイル制御テーブル３２の構成
図である。当該ファイルをオープン中の数をあらわすオ
ープン数９４、当該ファイルがミラーに関してどういう
状態にあるかを示すミラー状態コード９５、当該ファイ
ルに対するリード発行回数をあらわすｒｅａｄ回数９
６、ライト発行回数をあらわすｗｒｉｔｅ回数９７、リ
ードおよびライト要求の平均データ長をあらわすアクセ
スデータ長９８、ファイルノードをキャッシングする領
域９９のフィールドを有する。ｒｅａｄ回数９６とｗｒ
ｉｔｅ回数９７とアクセスデータ長９８は、多重化プロ
グラム４７が一定時間間隔ごとにリセットする。アクセ
スデータ長９８は、ミラーファイルを作成する時にスト
ライピングするか否かの判断に使用する。

【００３３】次に、第一実施例の動作の説明を図１およ
び図７〜１４により説明する。まず、Ｏｐｅｎプログラ
ム４１の動作を図７により説明する。通常のファイルオ
ープン処理（ステップ１０１）を行なった後で、ファイ
ル制御テーブル３２の当該ファイルのエントリを探し、
なければ確保して初期化し（ステップ１０２）、ボリュ
ーム制御テーブル３１とファイル制御テーブル３２のオ
ープン数８５，９４をインクリメントする（ステップ１
０３）。これで、ボリュームごとに現在オープンしてい
るファイルの数とファイルごとにオープンされている数
を保持する。

【００３４】Ｃｌｏｓｅプログラム４２の動作を図８に
より説明する。通常のファイルクローズ処理（ステップ
１１１）を行なった後で、ボリューム制御テーブル３１
とファイル制御テーブル３２のオープン数８５，９４を
デクリメントする（ステップ１１２）。オープン数９４
がゼロでないならば（ステップ１１３）、まだオープン
中の応用プログラム２１があるということであり、ミラ
ーファイルを消去せずに処理をおわる。オープン数９４
がゼロならば（ステップ１１３）、ファイル制御テーブ
ル３２の当該エントリを初期化する（ステップ１１
４）。当該ファイルのミラーファイルがある場合は、ミ
ラーファイルをミラー消去プログラム４８をコールして
消去する（ステップ１１５〜１１６）。具体的には、ク
ローズ対象のファイルノード６１のミラーノードリスト
７４からミラーファイルのファイルノードを見つけ、ミ
ラーファイルを消去し、ミラーファイルのファイルノー
ドをミラーノードリスト７４のチェインからはずす。

【００３５】Ｒｅａｄプログラム４３の動作を図９によ
り説明する。当該ボリュームがビジーか、ミラーファイ
ル３５，３６の方がシーク時間を短縮できる場合（ステ
ップ１２１〜１２２）、シーク距離が最も短いミラーフ
ァイルを選択して（ステップ１２５）、それに対してリ
ードを発行する（ステップ１２６）。ビジーの場合にミ
ラーファイルにアクセスするのは、待ち時間の発生を回
避するためである。ビジーでない場合は、マスタファイ
ルとミラーファイルで最もシーク距離の短いボリューム
を選択してＩ／Ｏの実行時間を短縮するためである。リ
ード要求のデータ長が大きく分割ミラーファイル３８，
３９がある場合は（ステップ１２１〜１２３）、分割ミ
ラーファイルに対してリードを発行する（ステップ１２
６）。リード要求のデータ長が大きければ、ストライピ
ングの効果があるため、分割ミラーファイル３８，３９
から並列にデータを読み込んだ方がＩ／Ｏの実行時間を
短縮できる。

【００３６】上記条件のいずれにもあてはまらない場合
は、マスタファイル３４にリードを発行する（ステップ
１２４）。その後、ボリューム制御テーブル３１とファ
イル制御テーブル３２のｒｅａｄ回数８７，９６をイン
クリメントし、シーク位置８６、アクセスデータ長９８
を今回のリードに合わせて更新する（ステップ１２７〜
１２９）。アクセスデータ長９８は、ｒｅａｄ回数９６
およびｗｒｉｔｅ回数９７でカウントしたアクセスの平
均データ長となるよう計算する。

【００３７】Ｗｒｉｔｅプログラム４４の動作を図１０
により説明する。当該マスタファイル３４に対して、通
常のファイルライト処理（ステップ１４１）を行なった
後で、当該マスタファイル３４にミラーがある場合は、
すべてのミラーファイル３５，３６，３８，３９に対し
て通常のファイルライト処理を発行する（ステップ１４
２〜１４３）。その後、ボリューム制御テーブル３１と
ファイル制御テーブル３２のｗｒｉｔｅ回数８８，９７
をインクリメントし、シーク位置８６、アクセスデータ
長９８を今回のライトに合わせて更新する（ステップ１
４４〜１４６）。このように、すべてのミラーファイル
にライトを実行することによって、マスタファイルとミ
ラーファイルのデータの整合性が保たれる。

【００３８】Ａｌｌｏｃプログラム４５の動作を図１１
により説明する。Ａｌｌｏｃプログラム４５は、ファイ
ルシステム２６がファイルに新たなデータをライトする
時にコールされ、ボリュームのデータ領域６２の空きブ
ロック６４をファイルに割り当てる。当該ボリュームに
空きブロックがないならば（ステップ１６１）、当該ボ
リュームのミラーファイルのひとつを選択して消去する
ことにより、空きブロックを作る（ステップ１６２）。
その後、ボリューム管理ブロック３３の空きブロックリ
スト５６から空きブロックをアンチェインして、通常の
アロケート処理を行なう（ステップ１６３）。アロケー
トすると、ファイルノード６１のアドレステーブル７７
のボリューム識別子７８とブロックアドレス７９が設定
される。このように、ミラーファイルに割り当てられた
データ領域６２のブロックは準空き領域として、空き領
域がなくなった場合は、新しいブロックのために空き領
域として使用される。

【００３９】次に、本発明により新設するファイルシス
テム２６のプログラム４６，４７，４８の動作を図１２
〜図１４で説明する。まず、多重化プログラム４６の動
作を図１２により説明する。多重化プログラム４６は、
タイマ割り込みにより一定時間間隔で起動する。ファイ
ル制御テーブル３２のすべての有効エントリ、すなわ
ち、オープンされているすべてのファイルについて、以
下のステップを行なう。次の有効エントリをフェッチ
し、そのエントリのファイルが格納されているボリュー
ムに対するボリューム制御テーブル３１のエントリをフ
ェッチする（ステップ１８１〜１８２）。ボリュームの
ｒｅａｄ回数８７またはファイルのｒｅａｄ回数９６を
ミラーファイル数で割った値がそれぞれの閾値より大き
く、かつファイルのアクセスデータ長９８が閾値より大
きい場合は（ステップ１８３）、ストライピング（分割
ミラーファイル３８，３９）が有効と判断し、当該ファ
イルに対して分割指定でミラー作成プログラム４７をコ
ールする（ステップ１８５）。

【００４０】ボリュームのｒｅａｄ回数８７またはファ
イルのｒｅａｄ回数９６をミラーファイル数で割った値
がそれぞれの閾値より大きい場合は（ステップ１８
４）、ミラーファイル３５，３６が有効と判断し、当該
ファイルに対して分割指定なしでミラー作成プログラム
４７をコールする（ステップ１８６）。上記条件のいず
れにもあてはまらない場合は、ミラーファイルも分割ミ
ラーファイルも作成しない。そして、ファイルのｒｅａ
ｄおよびｗｒｉｔｅ回数９６，９７とアクセスデータ長
９８をリセットする（ステップ１８７）。ファイル制御
テーブル３２のすべての有効エントリについて上記の処
理が終了したならば（ステップ１８８）、ボリューム制
御テーブル３１のすべての有効エントリについて、ｒｅ
ａｄ回数８７，８８をリセットする（ステップ１８
９）。本プログラム４６の起動ごとに上記データをリセ
ットすることにより、ｒｅａｄ回数８７，９６は最近の
ｒｅａｄ頻度、アクセスデータ長９８は最近の平均アク
セスデータ長をあらわすことになる。したがって、シス
テムの動的な負荷変動に応じたデータ多重化が可能にな
る。

【００４１】ミラー作成プログラム４７の動作を図１３
により説明する。当該ファイルのミラーがなく、ボリュ
ーム制御テーブル３１のｒｅａｄ回数８７＋ｗｒｉｔｅ
回数８８が閾値より小さいボリュームを検索する（ステ
ップ２０１）。該当ボリュームがない場合はリターンす
る。該当ボリュームがありかつミラーファイルを作成で
きる空きブロックがあり、分割指定がある場合は（ステ
ップ２０２〜２０３）、該当ボリューム２個を選択し、
該当ボリュームに対して通常の分割ファイルの作成処理
を行なう（ステップ２０５〜２０６）。すなわち、分割
ミラーファイル３８，３９を作成する。分割指定がない
場合は、該当ボリュームに対して通常のファイルの作成
処理を行なう（ステップ２０４）。すなわち、ミラーフ
ァイル３５，３６を作成する。マスタファイル３４の内
容を作成したファイルにコピーし（ステップ２０７）、
作成したミラーファイルのファイルノード６１をマスタ
ファイルのミラーノードリスト７６にチェインする（ス
テップ２０８）。マスタファイルのミラー状態コード９
５を分割指定の場合は”分割ミラー”に、分割指定なし
の場合は”ミラー”に設定する（ステップ２０９）。

【００４２】ミラー消去プログラム４８の動作を図１４
により説明する。当該ファイルのミラーノードリスト７
６からミラーファイルのファイルノードをもとめる（ス
テップ２２１）。ミラーファイルがある場合は（ステッ
プ２２２）、当該ファイルに対して通常のファイル消去
処理を行ない（ステップ２２３）、ステップ２２２に戻
る。ミラーファイルがない場合は、ミラー状態コード９
５を”ミラーなし”に設定する（ステップ２２４）。

【００４３】〈実施例２〉次に、第一の実施例の一部を
変形した第二の実施例について図１５〜１７を用いて説
明する。図１５は、本実施例のデータ構成図である。第
一の実施例では、ミラーファイル３５，３６および分割
ミラーファイル３８，３９を作成した時にマスタファイ
ル３４からデータをコピーしていた。すなわち、マスタ
ファイル３４からブロック単位で主記憶３のＯＳバッフ
ァ４０に読み込み、ミラーファイルに書き込んでいた。
本実施例では、コピーのオーバヘッドを軽減するため、
リード要求の処理時にＯＳバッファ４０に読み込んだブ
ロック３１１をミラーファイル３５に書き込む。したが
って、ミラーファイル３５はマスタファイル３４の全体
ではなく部分的なデータを保持することになるが、ｒｅ
ａｄのアクセスに局所性があるならば部分的なミラーフ
ァイルでも性能を向上させることができる。また、コピ
ーに要するオーバヘッドは、ＯＳバッファ４０からの書
き込みのみであり、第一の実施例より小さい。本実施例
では、第一の実施例のＲｅａｄプログラム４３とミラー
作成プログラム４７のみを変更する。

【００４４】Ｒｅａｄプログラム４３の動作を図１６に
より説明する。当該ボリュームがビジーかつミラーファ
イルに対象ブロックがあるか、ミラーファイル３５，３
６の方がシーク時間を短縮できかつミラーファイルに対
象ブロックがある場合（ステップ４０１〜４０２）、シ
ーク距離が最も短いミラーファイルを選択して（ステッ
プ４０５）、それに対してリードを発行する（ステップ
４０６）。ビジーの場合にミラーファイルにアクセスす
るのは、待ち時間の発生を回避するためである。

【００４５】ビジーでない場合は、マスタファイルとミ
ラーファイルで最もシーク距離の短いボリュームを選択
してＩ／Ｏの実行時間を短縮するためである。リード要
求のデータ長が大きく分割ミラーファイル３８，３９に
対象ブロックがある場合は（ステップ４０１〜４０
３）、分割ミラーファイルに対してリードを発行する
（ステップ４０６）。リード要求のデータ長が大きけれ
ば、ストライピングの効果があるため、分割ミラーファ
イル３８，３９から並列にデータを読み込んだ方がＩ／
Ｏの実行時間を短縮できる。上記条件のいずれにもあて
はまらない場合は、マスタファイル３４にリードを発行
する（ステップ４０４）。その後、ボリューム制御テー
ブル３１とファイル制御テーブル３２のｒｅａｄ回数８
７，９６をインクリメントし、シーク位置８６、アクセ
スデータ長９８を今回のリードに合わせて更新する（ス
テップ４０７〜４０９）。そして、当該ファイルのミラ
ー状態コードが”部分ミラー”または”部分分割ミラ
ー”の場合は（ステップ４１０）、当該ファイルのミラ
ーファイルに対してステップ４０４で読み込み、ＯＳバ
ッファ４０にあるブロック３１１をミラーファイルに書
き込む（ステップ４１１）。

【００４６】ミラー作成プログラム４７の動作を図１７
により説明する。当該ファイルのミラーがなく、ボリュ
ーム制御テーブル３１のｒｅａｄ回数８７＋ｗｒｉｔｅ
回数８８が閾値より小さいボリュームを検索する（ステ
ップ４２１）。該当ボリュームがない場合はリターンす
る。該当ボリュームがありかつミラーファイルを作成で
きる空きブロックがあり、分割指定がある場合は（ステ
ップ４２２〜４２３）、該当ボリューム２個を選択し、
該当ボリュームに対して通常の分割ファイルの作成処理
を行なう（ステップ４２５〜４２６）。すなわち、分割
ミラーファイル３８，３９を作成する。分割指定がない
場合は、該当ボリュームに対して通常のファイルの作成
処理を行なう（ステップ４２４）。すなわち、ミラーフ
ァイル３５，３６を作成する。作成したミラーファイル
のファイルノード６１をマスタファイルのミラーノード
リスト７６にチェインする（ステップ４２７）。マスタ
ファイルのミラー状態コード９５を分割指定の場合は”
部分分割ミラー”に、分割指定なしの場合は”部分ミラ
ー”に設定する（ステップ４２８）。

【００４７】〈実施例３〉次に、第三の実施例を説明す
る。第三実施の例は、第一実施例とほぼ同様の構成を持
ち、ほぼ同様の動作をするが、データを多重化する契機
が異なっている。第一実施例においては、一定時間ごと
に起動されるプログラムがファイルやファイル記憶装置
の使用状況に基づいてデータを多重化するが、第三実施
例では、ファイルのオープンの時にデータを多重化、す
なわちミラーファイルを作成する。

【００４８】第三の実施例の構成を図１８により説明す
る。図に示すように、その構成は第一実施例とほぼ同じ
である。相違点は、多重化プログラム４６がなくなり、
リセットプログラム４９が追加されていることと、ファ
イル制御テーブル３３がＤＫＵ１１に格納されることで
ある。ファイル制御テーブル３２は、オープン時に多重
化すべきファイルが登録されるテーブルであり、システ
ムが停止している時はＤＫＵ１１に格納され、次のシス
テム起動時に主記憶装置３に読み込まれる。

【００４９】第三実施例の動作は、Ｏｐｅｎプログラム
４１とリセットプログラム４９のみが第一実施例と異な
る。さらに、ファイル制御テーブル３２，３３にオープ
ン時に多重化すべきファイルをシステム管理者が登録お
よび削除する動作が追加される。この登録と削除は、シ
ステム管理者がコンソール端末からファイルを指定する
コマンドを入力することにより行なう。この処理は、特
別なものではないので処理フローは省略する。

【００５０】Ｏｐｅｎプログラム４１の動作を図１９に
より説明する。通常のファイルオープン処理（ステップ
５０１）を行なった後で、当該ファイルがファイル制御
テーブル３２に登録されているならば（ステップ５０
２）、ボリューム制御テーブル３１とファイル制御テー
ブル３２のオープン数８５，９４をインクリメントする
（ステップ５０３）。これで、ボリュームごとに現在オ
ープンしているファイルの数とファイルごとにオープン
されている数を保持する。その後、当該ファイルに対し
てミラー作成プログラム４７をコールする（ステップ５
０４）。

【００５１】リセットプログラム４９の動作を図２０に
より説明する。本プログラムは、タイマ割り込みにより
一定時間間隔で起動する。ボリューム制御テーブル３１
すべての有効エントリのｒｅａｄおよびｗｒｉｔｅ回数
８７，８８をリセットし（ステップ５２１）、ファイル
制御テーブル３２すべての有効エントリのｒｅａｄおよ
びｗｒｉｔｅ回数９６，９７とアクセスデータ長９８を
リセットする（ステップ５２２）。本プログラムの起動
ごとに上記データをリセットすることにより、ｒｅａｄ
回数８７，９６は最近のｒｅａｄ頻度、アクセスデータ
長９８は最近の平均アクセスデータ長をあらわすことに
なる。したがって、システムの動的な負荷変動に応じた
データ多重化方法の選択が可能になる。

【００５２】〈実施例４〉次に、第四の実施例を説明す
る。この実施例は、第三の実施例の処理をＯＳではな
く、ＯＳと応用プログラムの間に位置するライブラリプ
ログラムで行なうものである。これは、本発明が必ずし
もＯＳで実施しなくても良いということを示すものであ
る。

【００５３】第四実施例の構成を図２１により説明す
る。図２１に示すように、本発明に必要な処理プログラ
ムとテーブルは第一実施例ではＯＳに含まれていたが、
第四実施例では、ライブラリプログラム２４に含まれ
る。ライブラリプログラム２４は、従来のＯＳ２２のシ
ステムコールをコールしてファイルシステムの処理を行
なう。第四の実施例の動作は、第三の実施例の処理と同
じである。ただし、通常のファイルのオープン、クロー
ズ、リード、ライト処理をコールするという処理が、Ｏ
Ｓのすべてファイルのオープン、クローズ、リード、ラ
イト処理をコールするに変更する。

【００５４】

【発明の効果】本発明によれば、オープンしているファ
イルの全体または部分領域のデータを多重化して複数の
ファイル記憶装置に分散配置するので、ｒｅａｄ時、複
数のファイル領域がアクセス可能ならば、最もシーク時
間の短いものからデータを読み込むことができ、入出力
時間を短縮できる。またｒｅａｄは、分散配置されたフ
ァイル記憶装置の数まで並列に実行することができ、入
出力スループットを向上させることができる。

【００５５】短いデータ長のアクセス要求が多数ある場
合は、個々のアクセス要求がそれぞれ異なるファイル記
憶装置で独立に実行され、より多数のアクセス要求が処
理される。長いデータ長のアクセス要求の場合は、一つ
のアクセス要求が複数のファイル記憶装置で並列に実行
され、長いデータ長でもアクセス要求が高速に処理され
る。

【００５６】さらに、オープン中にデータ多重化を行な
うので、オープンするプログラムの入出力特性に応じた
データ多重度および配置するファイル記憶装置の数が選
択でき、入出力性能を向上させることができる。例え
ば、ｒｅａｄのみを発行する場合は、データ多重度ｎを
大きくしてｎ台のファイル記憶装置に分散配置すること
により、ｒｅａｄの入出力スループットをｎ倍にするこ
とができる。

【００５７】また、ｒｅａｄのデータ長ｄが長い場合
は、ファイルのデータをｄ／ｍの長さのブロックに分割
して、ｍ台のファイル記憶装置にストライピングするこ
とにより、ｒｅａｄの入出力時間を１／ｍに短縮するこ
とができる。したがって、高性能なファイルシステムを
実現することができる。

【００５８】一方、ファイルのオープン中にデータ多重
化を行ない、その多重化データをクローズ時に消去する
ので、一時にオープンするファイル分の多重化に要する
記憶容量のみ用意すればよく、システムのファイル記憶
容量を小さくすることができる。

【００５９】さらに、使用されているファイルの部分の
み多重化するが、ファイルの最近更新された部分が多重
化されているので、定期的なファイルのバックアップが
行なわれているシステムでは、従来のミラーリングとほ
ぼ同等の信頼性をより小さい冗長データ用記憶容量で実
現できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】第一実施例のデータ処理システムの構成を示す
ブロック図である。

【図２】第一実施例の分割ミラーファイルの構造図であ
る。

【図３】第一実施例のボリューム管理ブロックの構造図
である。

【図４】第一実施例のファイルノードの構造図である。

【図５】第一実施例のボリューム制御テーブルの構造図
である。

【図６】第一実施例のファイル制御テーブルの構造図で
ある。

【図７】第一実施例のＯｐｅｎプログラムのフローチャ
ートである。

【図８】第一実施例のＣｌｏｓｅプログラムのフローチ
ャートである。

【図９】第一実施例のＲｅａｄプログラムのフローチャ
ートである。

【図１０】第一実施例のＷｒｉｔｅプログラムのフロー
チャートである。

【図１１】第一実施例のＡｌｌｏｃプログラムのフロー
チャートである。

【図１２】第一実施例の多重化プログラムのフローチャ
ートである。

【図１３】第一実施例のミラー作成プログラムのフロー
チャートである。

【図１４】第一実施例のミラー消去プログラムのフロー
チャートである。

【図１５】第二の実施例のデータ構成図である。

【図１６】第二の実施例のＲｅａｄプログラムのフロー
チャートである。

【図１７】第二の実施例のミラー作成プログラムのフロ
ーチャートである。

【図１８】第三実施例のデータ処理システムの構成を示
すブロック図である。

【図１９】第三実施例のＯｐｅｎプログラムのフローチ
ャートである。

【図２０】第三実施例のリセットプログラムのフローチ
ャートである。

【図２１】第四実施例のデータ処理システムの構成を示
すブロック図である。

【符号の説明】

３…主記憶装置、４…入出力プロセッサ、５，６…ディ
スク制御装置、７，８，９，１０，１１，１２…ディス
ク駆動装置、２２…ＯＳ、２６…ファイルシステム、２
７…ドライバ、３２…ファイル制御テーブル、３３…ボ
リューム管理ブロック、３４…マスタファイル、３５，
３６，３７，３８，３９…ミラーファイル、４０…ＯＳ
バッファ

Claims (12)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】ファイルを格納する複数のドライブが接続
   されたデータ処理システムにおけるファイルのデータ多
   重化方法において、 ファイルのオープン要求があった時、該ファイルの少な
   くとも一部の領域のデータを多重化して前記複数のドラ
   イブに分散配置し、 該ファイルのクローズ時に、該ファイルの前記多重化デ
   ータを消去することを特徴とするファイルのデータ多重
   化方法。
2. 【請求項２】前記ファイルのオープン要求時、該ファイ
   ルのミラーファイルを作成して前記データの多重化を行
   うことを特徴とする請求項１記載のファイルのデータ多
   重化方法。
3. 【請求項３】ファイルを格納する複数のドライブが接続
   されたデータ処理システムにおけるファイルのデータ多
   重化方法において、 オープン中のファイルの使用頻度が所定値以上の時、該
   ファイルの少なくとも一部の領域のデータを多重化して
   前記複数のドライブに分散配置し、 該ファイルのクローズ時に、該ファイルの前記多重化デ
   ータを消去することを特徴とするファイルのデータ多重
   化方法。
4. 【請求項４】オープン済の複数のファイルの総数が所定
   値以上の時、該複数のファイルの少なくとも一部のデー
   タを多重化することを特徴とする請求項３記載のファイ
   ルのデータ多重化方法。
5. 【請求項５】オープン済の特定のファイルのリード回数
   が所定時間内に所定値を超えた時、該複数のファイルの
   少なくとも一部のデータを多重化することを特徴とする
   請求項３記載のファイルのデータ多重化方法。
6. 【請求項６】前記複数のドライブへの分散配置におい
   て、前記多重化データを複数のドライブに、データをス
   トライピングして、格納することを特徴とする請求項１
   または３記載のファイルのデータ多重化方法。
7. 【請求項７】前記複数のドライブへの分散配置におい
   て、オープンされているファイル数が少ないドライブ
   に、前記多重化データを格納することを特徴とする請求
   項１または３記載のファイルのデータ多重化方法。
8. 【請求項８】前記複数のドライブへの分散配置におい
   て、データ処理システムの主記憶装置に設けられたバッ
   ファに読み込まれたデータを前記ドライブの多重化デー
   タ領域に書き込むことを特徴とする請求項１または３記
   載のファイルのデータ多重化方法。
9. 【請求項９】ファイルを格納する複数のドライブが接続
   されたデータ処理システムにおけるファイルのデータ多
   重化方法において、 ファイルのオープン要求があった時、該ファイルの少な
   くとも一部の領域のデータを多重化し、前記複数のドラ
   イブの空き領域に該多重化データを格納し、 該ドライブの多重化データを格納していない空き領域が
   なくなった場合に、該多重化データの格納領域を空き領
   域として使用することを特徴とするファイルのデータ多
   重化方法。
10. 【請求項１０】ファイルを格納する複数のドライブが接
    続されたデータ処理システムにおけるファイルのデータ
    多重化方法において、 オープン中のファイルの使用頻度が所定値以上の時、該
    ファイルの少なくとも一部の領域のデータを多重化し、
    前記複数のドライブの空き領域に該多重化データを格納
    し、 該ドライブの多重化データを格納していない空き領域が
    なくなった場合に、該多重化データの格納領域を空き領
    域として使用することを特徴とするファイルのデータ多
    重化方法。
11. 【請求項１１】ファイルを格納する複数のドライブが主
    記憶装置及び命令処理プロセッサに接続されたデータ処
    理システムにおいて、 前記主記憶装置が、前記命令処理プロセッサからファイ
    ルのオープン要求があった時、該ファイルの少なくとも
    一部の領域のデータを多重化して前記複数のドライブに
    分散配置する手段と、該ファイルのクローズ時に、該フ
    ァイルの前記多重化データを消去する手段とを備えたこ
    とを特徴とするデータ処理システム。
12. 【請求項１２】ファイルを格納する複数のドライブが主
    記憶装置及び命令処理プロセッサに接続されたデータ処
    理システムにおいて、 前記主記憶装置が、前記命令処理プロセッサによりオー
    プンされているファイルの使用頻度が所定値以上の時、
    該ファイルの少なくとも一部の領域のデータを多重化し
    て前記複数のドライブに分散配置する手段と、該ファイ
    ルのクローズ時に、該ファイルの前記多重化データを消
    去する手段とを備えたことを特徴とするデータ処理シス
    テム。