JPH0773090A

JPH0773090A - 計算機システムおよび二次記憶装置

Info

Publication number: JPH0773090A
Application number: JP6137225A
Authority: JP
Inventors: Naoto Matsunami; 直人松並; Soichi Isono; 聡一磯野; Jun Matsumoto; 純松本; 稔 ▲吉▼田; Minoru Yoshida
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1993-06-21
Filing date: 1994-06-20
Publication date: 1995-03-17

Abstract

(57)【要約】【目的】二次記憶装置の種別によらずに、ファイルの最
適配置を行うことのできる計算機システムを提供する。【構成】二次記憶装置２のファイル管理・コマンド管理
手段２３ａは、ファイルの識別情報を含んだコマンドに
よってファイルの新規格納を上位計算機１より指示され
ると、これを新規ファイルアドレス決定手段２６に通知
する。新規ファイルアドレス決定手段２６は、ディスク
管理テ−ブル２５ｂを参照して把握した空き領域のう
ち、ファイルの特性や自二次記憶装置の構成等を考慮し
て最適な領域を、新規ファイルを登録する領域として決
定する。また、決定した領域のアドレスを、ローカルフ
ァイル管理テ−ブル２７にファイルの識別情報に対応付
けて登録する。ファイル管理・コマンド管理手段２３ａ
は、ディスク装置制御手段２４を介してディスク装置２
９の決定された領域にファイルを格納する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、上位計算機と二次記憶
装置とから構成する計算機システムに関し、特に、二次
記憶装置におけるファイルの最適配置の技術に関するも
のである。

【０００２】

【従来の技術】上位計算機と二次記憶装置とから構成さ
れる計算機システムとしては、ＵＮＩＸとして知られる
オペレーティングシステム（以下、「ＯＳ」と記す）を
採用するワークステーション（以下、「ＷＳ」と記す）
にハードディスク装置（以下、「ディスク装置」とい
う）を接続したシステムが知られている。

【０００３】また、このような計算機システムにおける
ファイル管理の技術としては、「ＵＮＩＸ４．３ＢＳＤ
の設計と実装」（丸善、１９９１年出版）に記載された
技術が知られている。

【０００４】以下、この技術について説明する。

【０００５】図２４に、この計算機システムの構成を示
す。

【０００６】図中、１が上位計算機、２が二次記憶装置
である。

【０００７】上位計算機１において、２０はＯＳ，１２
はＯＳ２０が管理するユーザが実行したアプリケーショ
ンプログラム（以下、「ＡＰ」と記す）のプロセスを表
している。すなわち、上位計算機において実行されてい
るアプリケーションプログラムはＯＳ２０によりプロセ
ス１２として管理されている。

【０００８】また、ＯＳ２０において、１３はファイル
の管理やファイルアクセス時のデータ転送に使用するバ
ッファを管理するファイル管理・バッファ管理手段、１
５はディレクトリやファイル論理的なアドレス（ＯＳ内
部でのアドレス）と、ディスク装置内でのローカルなア
ドレス（ローカルアドレス）との対応付けのための情報
を記述するファイル管理テーブル、１４はディレクトリ
情報（ディレクトリやファイルの名称とファイル管理テ
ーブルの対応付けのための情報）を記述するディレクト
リ管理テーブルを示している。また、１６はファイル管
理・バッファ管理手段１３からのファイルアクセス要求
を、様々な二次記憶装置等の外部デバイスの物理特性に
合わせて変換、制御を行うデバイスドライバ、３０はフ
ァイルを新規にライトする際に書き込みに最適なディス
ク装置のローカルアドレスを決定するファイルアドレス
決定手段、２５ａはディスクの使用状況を管理するディ
スク管理テーブル、２１、２２は上位計算機と二次記憶
装置との間の通信およびデータ転送を制御するインタフ
ェース制御手段を示している。

【０００９】ここで、論理アドレスとは、上位計算機に
おいてファイルを管理するための論理的なアドレスであ
る。また、ローカルアドレス（ディスク装置内でのロー
カルなアドレス）とは、ディスク装置（二次記憶装置）
が、データを管理するためのディスク装置内でのローカ
ルなアドレスであり、論理的なアドレスである場合も、
物理的なアドレスである場合もある。たとえば、ＳＣＳ
Ｉ（Snall Computer Interface)に適合したディスク装
置（ＳＣＳＩディスク）では、ローカルアドレスとして
論理的な連続番号（ＬＢＡ；Logical Block Address)を
用いている。また、ＩＤＥ（Intelligent Device Elect
ronics)ディスク装置等では、ローカルアドレスとし
て、ヘッド番号、シリンダ番号、セクタ番号等の、物理
的な記憶位置を直接表す物理アドレスを用いている。

【００１０】次に、二次記憶装置２において、２９は１
台以上のディスク装置、２４はディスク装置２９を制御
するディスク装置制御手段、２３は上位計算機から送信
されたリード及びライトコマンドを受信、解析し、ディ
スク装置２９特有のディスクコマンドを作成してディス
ク装置制御手段２４に送るコマンド管理手段を示してい
る。

【００１１】以下、プロセス１２が既存のファイルにア
クセスを行う際に実行するファイルアクセス処理を説明
する。

【００１２】プロセス１２がファイルアクセスを行う際
にはＯＳ２０にファイルアクセスリードおよびライト要
求（システムコール）を発行する。

【００１３】ＯＳ２０のファイル管理・バッファ管理手
段１３はこの要求を受け、ディレクトリ管理テーブル１
４を参照し、ファイル名からファイル管理テーブルの位
置を求める。次に求めたファイル管理テーブル１５を参
照し、プロセスのリード（またはライト）要求データが
存在する（またはデータを登録する）論理アドレスを算
出し、ローカルアドレスに変換する。また、データ転送
に必要なバッファエリアを確保する。

【００１４】次に、ＯＳ２０は、デバイスドライバ１６
に対し算出したローカルアドレスを用いアクセス依頼を
行う。デバイスドライバ１６はこのアクセス依頼を受
け、ファイルの格納されている（または、ファイルを格
納する）二次記憶装置２の物理特性に合わせた形のコマ
ンドを作成し、インタフェース制御手段２１を介し、二
次記憶装置２に送出する。

【００１５】二次記憶装置２ではコマンド管理手段２３
がインタフェース制御手段２２を介しコマンドを受信
し、このコマンドを解析する。そして、アクセスの種
類、アクセス開始アドレス、データ長等のコマンドの解
析結果に基づき、ディスク装置２９特有のディスクコマ
ンドを作成し、ディスク制御装置２４にコマンド実行を
依頼する。ディスク制御装置２４はこのコマンドに基づ
きディスク装置２９を制御し、適切なデータ転送処理を
実行する。

【００１６】さて、プロセス１２が既存のファイルにア
クセスを行う際には二次記憶装置２の、どのアドレスに
ファイルを格納するかを決定する必要がある。

【００１７】そこで、新規にファイルを作成する際に
は、以下に示す新規登録処理を、ファイルアクセス（ラ
イト）処理に先立ち行う必要がある。

【００１８】すなわち、新規ファイルのライト要求をプ
ロセス１２から依頼されたとき、ファイル管理・バッフ
ァ管理手段１３は、ディレクトリ管理テーブル１４にフ
ァイル名を登録し、ファイル管理テーブル１５にこのフ
ァイルのための管理データ領域を確保し、その位置をデ
ィレクトリ管理テーブル１４に登録する。次に、ファイ
ルアドレス決定手段３０は、ディスク管理テーブル２５
ａを参照しながら、予めユーザが設定しておいたディス
ク装置のヘッド数、シリンダ数、セクタ数等の物理特性
パラメータを基に最適アドレス、すなわちできるだけシ
ークを行わず、また無駄な回転待ちの発生しないような
領域のローカルアドレスを所定の配置アルゴリズムによ
り決定する。そして、この決定したローカルアドレスを
ファイル管理テーブルに登録し、論理アドレスとの対応
付けを行う。

【００１９】以上の新規登録処理により、以降のアクセ
スにおいては、ディレクトリ管理テーブル１４、ファイ
ル管理テーブル１５の両者を参照して行う通常のファイ
ルアクセス処理により、このファイルアクセスが可能と
なる。

【００２０】

【発明が解決しようとする課題】前記「ＵＮＩＸ４．３
ＢＳＤの設計と実装」（丸善、１９９１年出版）に記載
の技術によれば、前述したように、新規に作成したファ
イルを格納する最適アドレスを決定するために、ディス
ク装置等の二次記憶装置の物理パラメータを予め設定し
ておかなければならない。

【００２１】一方、近年、大容量化、高性能化、高信頼
化の要請に伴い、単に１台または複数台のディスク装置
を接続するのではなく、ディスクをアレイ上に配置し、
各ディスク装置にデータを分割配置するディスクアレイ
装置等、高度化、複雑化した様々な形態の二次記憶装置
が出現してきている。

【００２２】このため、二次記憶装置の物理パラメータ
も、ディスク単体のパラメータのみならず、アレイの構
成、データ分配方式、高信頼化を実現するために複数台
のディスク装置のデータから計算した冗長データの配置
等、その二次記憶装置のアーキテクチャに依存し多種多
様となる。また、一般的に、上位計算機と二次記憶装置
は、独立して流通しているため、製造元であらかじめ二
次記憶装置のパラメータを予め上位計算機に設定するこ
とはできない。

【００２３】このため、二次記憶装置のパラメータの設
定はユーザが行うことになるが、ユーザが、これら多種
多彩な二次記憶装置のすべてのパラメータを上位計算機
に設定することは困難であり、現実には、これを行うこ
とができない場合が多い。その結果、上位計算機におい
て複雑な構成をとる二次記憶装置へのファイル最適配置
は困難になり、二次記憶装置の性能を有効に利用するこ
とができないという問題が生じる。

【００２４】そこで、本発明は、上位計算機に二次記憶
装置のパラメータを設定すること無しに、ファイルの二
次記憶装置への最適配置を実現することのできる計算機
システムを提供することを目的とする。

【００２５】

【課題を解決するための手段】前記目的達成のために、
本発明は、たとえば、計算機と、前記計算機に接続され
た１または複数の二次記憶装置とを有し、前記二次記憶
装置は、二次記憶装置内のロ−カルなアドレスであるロ
−カルアドレスによって記憶したデータを管理する計算
機システムであって、前記二次記憶装置は、１または複
数の論理ブロックより構成されるファイルを記憶する記
憶手段と、ロ−カルアドレスを指定して前記計算機より
要求された、既に前記記憶手段に記憶されている論理ブ
ロックのアクセスを実行する手段と、新たな論理ブロッ
クの前記記憶手段への記憶を前記計算機より要求された
場合に、記憶を要求された論理ブロックを記憶するロ−
カルアドレスを所定の手順により決定する手段と、決定
したロ−カルアドレスに記憶を要求された論理ブロック
を記憶する手段と、決定したロ−カルアドレスを前記計
算機に通知する手段とを有し、前記計算機は、二次記憶
装置に記憶されているファイルを構成する各論理ブロッ
クが記憶されているロ−カルアドレスを、各論理ブロッ
クに対応付けて管理するファイル管理テ−ブルと、既に
二次記憶装置に記憶されている論理ブロックにアクセス
する場合に、前記ファイル管理テ−ブルを参照してアク
セスする論理ブロックのロ−カルアドレスを求め、ロ−
カルアドレスを指定して二次記憶装置に当該論理ブロッ
クのアクセスを要求する手段と、新たな論理ブロックの
二次記憶装置への記憶を行う場合に、ロ−カルアドレス
を指定せずに、前記二次記憶装置に論理ブロックの記憶
を要求する手段と、前記二次記憶装置から通知されたロ
−カルアドレスを、記憶を要求した新たな論理ブロック
に対応付けて前記ファイル管理テ−ブルに登録する手段
とを有することを特徴とする計算機システムを提供す
る。

【００２６】

【作用】本発明に係る計算機システムによれば、計算機
は、新たな論理ブロックの二次記憶装置への記憶を行う
場合には、二次記憶装置のロ−カルアドレスを指定せず
に、前記二次記憶装置に論理ブロックの記憶を要求す
る。一方、二次記憶装置は、新たな論理ブロックの前記
記憶手段への記憶を前記計算機より要求されると、記憶
を要求された論理ブロックを記憶するロ−カルアドレス
を所定の手順により決定し、決定したロ−カルアドレス
に記憶を要求された論理ブロックを記憶すると共に、決
定したロ−カルアドレスを前記計算機に通知する。計算
機は、通知されたロ−カルアドレスを、記憶を要求した
新たな論理ブロックに対応付けて前記ファイル管理テ−
ブルに登録し、以降、この論理ブロックにアクセスする
場合には、ファイル管理テ−ブルを参照し、アクセスす
る論理ブロックのロ−カルアドレスを指定して二次記憶
装置にアクセスを要求する。

【００２７】このように、本発明によれば、ファイルを
構成する論理ブロックを記憶するロ−カルアドレスを、
二次記憶装置が決定する。ここで、個別の二次記憶装置
に、自身の構成や状態を把握させるのは容易であるの
で、二次記憶装置は、論理ブロックの最適な記憶位置を
決定することができる。よって上位計算機に二次記憶装
置のパラメータを設定すること無しに、ファイルの二次
記憶装置への最適配置を実現することができる。

【００２８】

【実施例】以下、本発明に係る計算機システムの実施例
を説明する。

【００２９】はじめに、本実施例に係る計算機システム
のハ−ドウェア構成例を図１に示す。

【００３０】図示するように、本実施例に係る計算機シ
ステムは、上位計算機１と二次記憶装置２から成る。上
位計算機１は、ＯＳやアプリケ−ションプログラムを実
行するＣＰＵ１０と、ＣＰＵ１０が用いる一次記憶装置
１１と、二次記憶装置２へのインプット／アウトプット
要求（Ｉ／Ｏ要求）を制御するＩ／Ｏ制御部９と、二次
記憶装置２へのインタフェース８から構成される。

【００３１】一方、二次記憶装置２は、上位計算機１か
らのＩ／Ｏ要求の授受を行うインタフェース７と、デー
タ転送および二次記憶装置２内部の制御を司る制御装置
５と、データを格納するディスク装置４と、ディスク装
置４と上位計算機１とのデータ転送速度の違いを吸収す
るためのバッファ装置とから構成される。

【００３２】ただし、本実施例係る計算機システムのハ
−ドウェア構成は、この他、図１に示した構成に準じる
他の構成としてもよい。

【００３３】次に、本実施例に係る計算機システムにお
ける、ファイルの論理的位置と、ファイルの、二次記憶
装置上の位置の管理の方式について説明する。

【００３４】図２に示すように、ファイルの論理的位置
は、ディレクトリを用いて構築した木構造によって階層
的に管理される。これは、前述したＵＮＩＸなどのＯＳ
で採用している方式である。

【００３５】ここで、ファイルは、二次記憶装置の実記
憶領域に、所定長のデータの集まりであるブロック毎に
記憶される。そして、ファイルの二次記憶装置上のロ−
カルな位置は、ファイルを構成するブロックの、それぞ
れが記憶されている論理アドレスと、この論理アドレス
に対応する二次記憶装置上のロ−カルアドレスを管理す
ることにより管理される。二次記憶装置上のロ−カルな
位置は、二次記憶装置によって、二次記憶装置のロ−カ
ルなアドレスを用いて管理される。二次記憶装置のロ−
カルなアドレスをロ−カルアドレスと呼ぶ。前述したよ
うにロ−カルアドレスは二次記憶装置上の物理位置を指
定する物理アドレスである場合もあり、二次記憶装置上
の論理的な位置を指定する論理的なアドレスである場合
もある。

【００３６】但し、このような管理方式に準じた方式に
よって、ファイルの論理的位置と、ファイルの二次記憶
装置上の位置を管理するようにしてもよい。

【００３７】さて、新規ファイルを二次記憶装置２に格
納する際には、前述した新規登録処理の一環として、そ
のファイルを分割したブロックのそれぞれを最適化アル
ゴリズムに従い２次記憶装置のロ−カルアドレスにマッ
ピングする処理を行う必要がある。しかし、二次記憶装
置２内にディスク装置を複数台接続したり、二次記憶装
置２が、いわゆるＲＡＩＤ（Redundant Arrays of Inex
pensive Disks)アーキテクチャに従い複数のディスク装
置にデータを分散配置するような複雑な構成を持つ二次
記憶装置であった場合には、上位計算機１に、使用する
二次記憶装置の種別に応じた最適化アルゴリズムや、多
種多彩なパラメータを入力することは極めて困難であ
る。このため、通常は、二次記憶装置２を従来の単純な
二次記憶装置に見せかけ、従来のアルゴリズムを使用す
ることになる。しかし、このようにすると、二次記憶装
置の持つ潜在的な能力を引き出せないばかりでなく最悪
の場合従来に比べても低い性能しか期待できない場合が
ある。

【００３８】以下、本発明の第１の実施例について説明
する。

【００３９】図３に、本第１実施例に係る計算機システ
ムの構成を示す。

【００４０】図示するように、本第１実施例に係る計算
機システムは、上位計算機１と二次記憶装置２を有して
いる。

【００４１】上位計算機１において、２０はＯＳ、１２
はＯＳ２０が管理するアプリケ−ションプログラムのプ
ロセスを表している。上位計算機において実行されてい
るアプリケーションプログラムはＯＳ２０によりプロセ
ス１２として管理されている。

【００４２】また、ＯＳ２０において、１３はファイル
の管理やファイルアクセス時のデータ転送に使用するバ
ッファを管理するファイル管理・バッファ管理手段、１
５はディレクトリやファイルの論理アドレスとロ−カル
アドレスとの対応を記述するファイル管理テーブル、１
４はディレクトリ情報を記述するディレクトリ管理テー
ブルを示している。また、１６はファイル管理・バッフ
ァ管理手段１３からのファイルアクセス要求を、様々な
二次記憶装置等の外部デバイスの物理特性に合わせて変
換、制御を行うデバイスドライバ、１８はファイルがオ
ープンされたことを二次記憶装置２に通知するオープン
ファイル情報通知手段、１９は新規のファイルをライト
することを二次記憶装置２に通知する新規ファイルライ
ト通知手段、１７は二次記憶装置２により決定された新
規ファイルの格納アドレスを受信しファイル管理テーブ
ル１５に登録する新規ファイルアドレス登録手段を示し
ている、また、上位計算機１において、２１は二次記憶
装置との間の通信およびデータ転送を制御するインタフ
ェ−ス制御手段を示している。

【００４３】ファイル管理テ−ブル１５はファイル毎に
設けられたファイル管理情報を格納している。この、フ
ァイル毎に設けらたファイル管理情報は、ファイル識別
番号により特定されるファイル管理情報のアドレスを介
して特定される。なお、前記ＵＮＩＸでは、このファイ
ル管理情報をｉノ−ドと呼び、ファイル識別番号をｉノ
−ド番号と呼んでいる。

【００４４】各ファイル管理情報は、図４に示すように
構成されている。

【００４５】すなわち、各ファイル管理情報は、モ−ド
１５１、所有者１５２、タイムスタンプ１５３、大きさ
１５４、ブロック数１５５、参照カウント１５６、参照
ポインタ１５７、更新フラグ１５８のエントリを有して
いる。

【００４６】モ−ド１５１は、ファイルの種類と、その
ファイルの現在のアクセスモ−ド（リ−ド／ライト等）
の情報を格納し、所有者１５２には、ファイルの所有者
や、そのファイルにアクセス権を持つユ−ザグル−プを
識別する情報を格納する。また、タイムスタンプ１５３
は、ファイルが最後のアクセスされた時間や、自ファイ
ル管理テ−ブルが更新された時間等を格納する。大きさ
１５４は、ファイルのバイト数を格納し、ブロック数１
５４はファイルの前記ブロック数を格納する。また、参
照カウンタ１５６は、ファイルが参照された回数を格納
し、参照ポインタ１７７は、ファイルの各ブロックの論
理アドレスと二次記憶装置のロ−カルアドレスとを対応
付けて格納する。以下では、ブロックの論理アドレスを
論理ブロックアドレス、ブロックの二次記憶装置のロ−
カルアドレスをロ−カルブロックアドレスという。

【００４７】次に、ディレクトリ管理テーブル１４も、
ディレクトリ毎に設けられたディレクトリ管理情報を格
納しており、各ディレクトリ管理情報は、ファイル管理
テーブル１５の対応するディレクトリに属するファイル
に対応するファイル管理情報を特定するファイル識別番
号と、対応するディレクトリに属するディレクトリに対
応するディレクトリ管理情報を特定する番号の情報（ま
たはディレクトリ管理テーブルの存在位置を示すポイン
タ）を記憶する。

【００４８】このような、ディレクトリ管理テーブル１
４とファイル管理テ−ブル１５の構成により、デレクト
リｄｉｒ１、ｄｉｒ２、ｄｉｒ３の指定とｆｉｌｅ５の
指定によりｆｉｌｅ５というファイルを次のようにして
ｆｉｌｅ５を構成する各ブロックのロ−カルブロックア
ドレスを得ることができる。すなわち、ｄｉｒ１、ｄｉ
ｒ２、ｄｉｒ３のディレクトリ管理テ−ブル１４を順次
走査し、ｄｉｒ３のディレクトリ管理情報から、ファイ
ル管理テーブル１５のｆｉｌｅ５に対応するファイル管
理情報のファイル識別番号を得、ｆｉｌｅ５のファイル
管理情報より、ｆｉｌｅ５を構成する各ブロックのロ−
カルブロックアドレスを得る。

【００４９】さて、一方、二次記憶装置２において、２
９は１台以上のディスク装置、２４はディスク装置２９
を制御するディスク装置制御手段、２３は上位計算機か
ら送信されたのリード及びライトコマンドを受信、解析
し、ディスク装置２９特有のディスクコマンドを作成し
てディスク装置制御手段２４に送るコマンド管理手段、
２２は上位計算機１との間の通信およびデータ転送を制
御するインタフェ−ス制御手段、２７は二次記憶装置２
のディスク装置２９に記憶されているファイルのファイ
ル管理情報を格納するロ−カルファイル管理テーブル、
３９は上位計算機１の送出するファイルがオープンされ
たことを示す情報を受信しローカルファイル管理テーブ
ル２７に登録するオープンファイル情報受信登録手段、
２６は上記上位計算機１の送出する新規のファイルをラ
イトすることを受信し新規ファイルの格納アドレスを決
定する新規ファイルアドレス決定手段、２８は新規ファ
イルアドレス決定手段２６により決定されたアドレスを
上記上位計算機１に通知する新規ファイルアドレス通知
手段、２５ｂは二次記憶装置内部のディスク装置の構成
を決定するパラメータおよびディスク装置の利用状況を
管理するディスク管理テーブルである。

【００５０】ロ−カルファイル管理テーブル２７の構成
およびロ−カルファイル管理テーブル２７に格納される
ファイル管理情報は、上位計算機１のファイル管理テ−
ブル１５およびファイル管理情報と同じであり、同じフ
ァイルのファイル管理情報は同じファイル識別番号で特
定される。

【００５１】以下、本第１実施例に係る計算機システム
のファイルのアクセス動作を説明する。

【００５２】まず、あらかじめ、ファイル管理バッファ
管理手段１３は、二次記憶装置２のロ−カルファイル管
理テ−ブル２７に格納されているファイル管理情報を、
上位計算機１のファイル管理テ−ブル１５にロ−ドして
おく。このロ−ドは、上位計算機のイニシャル時や、二
次記憶装置に新たな記憶媒体がマウントされた時や、次
に述べるファイルオ−プン処理の開始時等に行う。

【００５３】さて、ＡＰのプロセス１２から、オープン
システムコールを発行されると、ＯＳ２０は、図５に示
すファイルオープン処理を行う。

【００５４】すなわち、図示するように、オープンシス
テムコールを発行されると（ステップ１０１）、ＯＳ２
０内部のファイル管理・バッファ管理手段１３は、この
システムコールを解析し、ファイルのアクセスモードを
判定する（（ステップ１０２）。もしライトモードでフ
ァイルのオープンを行うのであれば、新規のファイルで
あるかどうかをさらに判定し（ステップ１０３）、も
し、新規ファイルであるならばディレクトリ管理テーブ
ル１４の、このファイルを作成するディレクトリに対応
するディレクトリ管理情報にファイル名を登録し、ファ
イル管理テーブル１５中に、新規ファイルについてのフ
ァイル管理情報を格納する領域を確保する（ステップ１
０４）。また、この確保したファイル管理情報のファイ
ル識別番号を、ディレクトリ管理テーブル１４の、ファ
イルを作成するディレクトリに対応するディレクトリ管
理情報に登録する。そして、ファイル識別番号をプロセ
ス１２に通知する（ステップ１０５）。

【００５５】新規のファイルでなければ、ディレクトリ
管理テーブル１４より、ファイルのファイル識別番号を
獲得し、これをプロセス１２に通知する（ステップ１０
５）。

【００５６】次に、ファイル管理・バッファ管理手段１
３はこのファイル固有のファイル識別番号により特定さ
れるファイル管理情報のロ−カルアドレス、ファイル名
等の情報をオープンファイル情報通知手段１８に伝え
る。オープンファイル情報通知手段１８は、これらの情
報をデバイスドライバ１６、インタフェース制御手段２
１、２２を介して二次記憶装置２へ通知する（ステップ
１０６）。

【００５７】二次記憶装置２のオープンファイル情報受
信登録手段３９は、これらの情報を受信し、もし、新規
なファイルについてのものである場合にはロ−カルファ
イル管理テーブル２７に新たなファイル管理情報の領域
を確保し、受信した情報を登録する。

【００５８】以上の処理により、オープンしたファイル
の管理情報は上位計算機１のファイル管理テーブル１５
と二次記憶装置２のロ−カルファイル管理テーブル２７
両方に登録されていることになる。

【００５９】次に、ファイルのオープン処理が終了する
と、ファイルのリードもしくはライト処理を実行する。

【００６０】図６にＯＳ２０におけるファイルのリード
処理の手順を、図８にＯＳ２０におけるファイルのライ
ト処理の手順を、図９に二次記憶装置におけるファイル
のリ−ド処理とライト処理の手順を示す。

【００６１】まず、ファイルのリード処理について説明
する。

【００６２】図６に示すように、上位計算機１におい
て、ＡＰ（プロセス１２）からファイルリードシステム
コール（ｒｅａｄ（））が発行されると（ステップ２０
１）、ＯＳ２０のファイル管理・バッファ管理手段１３
は、ディレクトリ管理テーブル１４を参照し当該ファイ
ルのファイル識別番号（ファイル管理テーブル１５内の
ファイル管理情報の位置を示す）を獲得する（ステップ
２０２）。次に、ファイル管理・バッファ管理手段１３
は獲得したファイル識別番号により指定されるファイル
管理テーブル１５内のファイル管理情報の情報を得る。

【００６３】さて、ここで、ＡＰは、ファイルリ−ドシ
ステムコ−ルもしくはファイルライトシステムコ−ルに
よってオフセットと呼ぶバイト単位でファイルのリ−ド
やライトを要求する。図７は、ＡＰが、ファイルｆｄに
ついて設けられているファイルポインタｆｐからｎバイ
トのオフセットをユーザバッファｂｕｆｆｅｒにリード
することを要求している場合を示している。図示するよ
うに、このオフセットは論理ブロックアドレス１、２に
またがっているデータであり、すなわち論理ブロック
１、２、に対応する２つのロ−カルブロック（ロ−カル
ブロックアドレス＃１１０２０と、＃１１０２８）とか
らリードする必要がある。ロ−カルブロックは、論理ブ
ロックに対応する二次記憶装置２上のブロックである。

【００６４】そこで、次に、ファイル管理・バッファ管
理手段１３は、得たファイル管理情報より要求されたオ
フセットのデータが存在する論理ブロックアドレス１、
２を求める（ステップ２０３）。そして、これら２つの
当該論理ブロックをリードするために必要な一時作業領
域としてシステムバッファを確保する（ステップ２０
４）。次に、はじめの論理ブロックアドレス１を選択し
（ステップ２０５）、これをロ−カルブロックアドレス
＃１１０２０に変換し（ステップ２０６）、デバイスド
ライバ１６に、このロ−カルブロックアドレスのデータ
ブロックの転送依頼を発行する。デバイスドライバ１６
はこの要求を受け、二次記憶装置固有のリードコマンド
を生成し、インタフェース制御手段２１を介し二次記憶
装置２に送出する（ステップ２０７）。

【００６５】リ−ドコマンドは、二次記憶装置２のコマ
ンド管理手段２３は上記リードコマンドをインタフェー
ス制御手段２２を介して受信される。コマンドを受信し
た二次記憶装置２は、図９に示すように、まず、このコ
マンドを解析する（ステップ４０２）。ここでリードコ
マンドであることが分かるので（ステップ４０３）二次
記憶装置２のロ−カルファイル管理テーブル２７の、後
述するアクセス回数等の管理情報を必要に応じて更新し
（ステップ４１１）、ディスク装置２９から求めるデー
タをリードし、上位計算機１にインタフェース制御手段
２２を介し転送する（ステップ４１２）。そして、コマ
ンド管理手段２３は、要求されたデータをすべて正しく
転送できたならばインタフェース制御手段２２を介し上
位計算機に終了報告を行う（ステップ４０８）。

【００６６】この終了報告は、上位装置１のデバイスド
ライバ１６によって受信される。

【００６７】図６に戻り、二次記憶装置２からのコマン
ド終了通知を受信すると（ステップ２０８）、デバイス
ドライバ１６は、これをファイル管理・バッファ管理手
段１３に通知する。ファイル管理・バッファ管理手段１
３は、転送すべきすべての論理ブロックのリードを完了
したかどうかを確認し（ステップ２０９）、もしまだ未
転送の論理ブロックが、あるならば続く論理ブロックを
選択し（ステップ２１２）以上の処理を繰り返す。もし
すべての論理ブロックのデータのシステムバッファへの
転送が完了したならば、ＡＰが要求したオフセットデー
タをユーザバッファに複写し（ステップ２１０）、ＡＰ
にシステムコールの完了通知を返し、ファイルのリード
処理を完了する。

【００６８】次に、ファイルのライト処理を、前述した
リード処理との相違する点を中心に説明する。

【００６９】ファイルのライト処理は大きく次の２つの
処理に分けられる。１つは新規ブロックの登録処理であ
り、もう１つは既存のブロックの更新処理である。前者
は新規なファイルをライトする際や、既存ファイルの末
尾へデータ追加を行う場合に発生し、後者は、既登録済
み論理ブロックの途中からのデータをライトする場合
や、既存ファイルをレコード（ひとまとまりのデータ単
位）単位で更新する場合等に発生する。

【００７０】さて、図８に示すように、ＡＰからライト
システムコールを発行されると、（ステップ３０１）、
ＯＳ２０のファイル管理・バッファ管理手段１３はディ
レクトリ管理テーブル１４からファイル識別番号を獲得
し（ステップ３０２）、前述したようにオフセットから
転送すべき論理ブロックアドレスを求め（ステップ３０
３）、必要なシステムバッファを確保する（ステップ３
０４）。また、ここで、ファイル管理テーブル１５を参
照し、もし、論理ブロックアドレスに対応するロ−カル
ブロックアドレスが登録されていなかったならば、この
論理ブロックは新規の論理ブロックであると判定する
（ステップ３０５）。

【００７１】新規の論理ブロックであると判定した場合
には、ファイル管理・バッファ管理手段１３は、ユーザ
バッファからライトデータをシステムバッファへ複写し
（ステップ３０７）、最初の論理ブロックを選択する。
一方、新規ファイルライト通知手段１９は、選択した論
理ブロックのライトを要求する新規ブロックライト要求
を生成する。デバイスドライバ１６は、これより、二次
記憶装置２固有の新規ブロックライトコマンドを生成
し、発行する（ステップ３１２）。

【００７２】この新規ブロックライトコマンドにはファ
イル識別番号と論理ブロックアドレスが記載してある。

【００７３】さて、発行された新規ブロックライトコマ
ンドは、図９に示すように、二次記憶装置２のコマンド
管理手段２３で受領（ステップ４０１）され、解析され
る（ステップ４０２）。そして、解析の結果、新規ブロ
ックライトコマンドであることを認識する（ステップ４
０３、４０４）と、コマンド管理手段２３はファイル固
有識別番号および論理ブロックアドレスを新規ファイル
アドレス決定手段２６１に渡す。新規ファイルアドレス
決定手段２６はファイル固有識別番号によりロ−カルフ
ァイル管理テーブル２７およびディスク管理テーブル２
５ｂを参照し、このブロックを記憶するロ−カルブロッ
クアドレスを、二次記憶装置２のディスク装置２９の構
成パラメータ、物理パラメータ等を考慮して決定する
（ステップ４０５）。

【００７４】このような最適なロ−カルブロックアドレ
スの決定手順については後述する。

【００７５】次に、ロ−カルファイル管理テーブル２７
に、この決定したロ−カルブロックアドレスを論理ブロ
ックアドレスに対応付けて登録し、また、ディスク管理
テーブル２５ｂに、当該ロ−カルブロックが使用中であ
る旨設定する。

【００７６】次に、データ転送を開始し、上位計算機１
からデータの転送を受け、これを決定したロ−カルブロ
ックアドレスに従いディスク装置２９へライトする（ス
テップ４０６）。次に新規ファイルアドレス通知手段２
８は決定したロ−カルアドレスを上位計算機２に送信す
る（ステップ４０７）。そして、このブロックのロ−カ
ルブロックアドレスの決定とデータ転送が終了したら終
了通知を上位計算機１に行う（ステップ４０８）。

【００７７】さて、送信されたロ−カルブロックアドレ
スは、上位装置において、インタフェース制御手段２１
及びデバイスドライバ１６を介して、新規ファイルアド
レス登録手段１５に受信される。

【００７８】図８に戻り、上位計算機１の新規ファイル
アドレス登録手段１５は、インタフェース制御手段２１
及びデバイスドライバ１６を介して二次記憶装置２から
ロ−カルブロックアドレスを受信すると、ファイル管理
・バッファ管理手段１３にこのロ−カルブロックアドレ
スの登録を依頼する。ファイル管理・バッファ管理手段
１３は、ファイル管理テーブル１５の、対応するファイ
ルのファイル管理情報の対応する論理アドレスに対応付
けて、このロ−カルブロックアドレスを登録する（ステ
ップ３１４）。また、ファイル管理・バッファ管理手段
１３は、二次記憶装置２からのブロック転送終了通知を
受信すると（ステップ３１５）、当該ブロックのライト
処理を終了する。そして、すべての論理ブロックのライ
トが完了していないならば、次の該当論理ブロックを選
択し、以上の処理をすべての論理ブロックのライト処理
が終了するまで繰り返す（ステップ３１８）。

【００７９】一方、ステップ３０５でライトするブロッ
クが、新規論理ブロックでないと判定された場合、すな
わち既存論理ブロックへのライト処理は、次のようにな
る。

【００８０】この処理と、新規論理ブロックのライト処
理との基本的な相違点は、既存論理ブロックへのライト
処理では、ブロックの途中から更新するような場合があ
る点と、ライトする論理ブロックにはすでにロ−カルブ
ロックアドレスがマッピングされている点である。

【００８１】まず論理ブロックの途中から更新するよう
な場合は、一旦、この論理ブロックをリードする必要が
ある。すなわち、システムバッファへ二次記憶装置か
ら、ブロックをリードして、新データをユーザバッファ
からシステムバッファに転送して、システムバッファの
ブロックを更新し、その後、このブロックを二次記憶装
置にライトするがある。

【００８２】そこで、すなわち既存ブロックへのライト
を行う場合には、まず、リード処理を行う（ステップ３
０６）。このステップ３０６の処理は、図６中に示した
符号ａからｂへの処理と等しい。

【００８３】次に、既存のブロックへはすでにロ−カル
ブロックアドレスのマッピングが終了しているので二次
記憶装置２へのライトコマンド発行時には、上位計算機
１側でロ−カルブロックアドレスを指定する。このた
め、リード処理と同様の論理ブロックからロ−カルブロ
ックアドレスへの変換処理を行い（ステップ３１０）、
その後二次記憶装置への更新ライトコマンドを生成し発
行する（ステップ３１１）。

【００８４】一方、二次記憶装置２内は、受信した更新
ライトコマンドに従い、指定されたロ−カルブロックア
ドレスに転送されたブロックのデータをライトする（図
９ステップ４１０）。また、この際、二次記憶装置２の
ロ−カルファイル管理テーブル２７の、後述するアクセ
ス回数等の管理情報を必要に応じて更新する（ステップ
４０９）。

【００８５】以上の説明のように、本方式によれば、フ
ァイルの二次記憶装置への格納に際しては、その格納す
るロ−カルアドレスを、二次記憶装置が決定するので、
二次記憶装置特有の構成パラメータや、物理パラメータ
や、上位計算機１のＡＰの特性により決定されるファイ
ルアクセス特性に合致した最適位置にファイルを格納を
実現することができ、ファイルの高速化に効果が大き
い。

【００８６】ところで、上位計算機１には、本第１実施
例で説明してきたような二次記憶装置２の他、新規ファ
イルのロ−カルブロックアドレスを決定する能力がない
従来の二次記憶装置２（図２４参照）をも接続できるこ
とが望ましい。すなわち、上位計算機１を、先に示した
従来の二次記憶装置をも互換的に使用できるよう構成す
ることが望ましい。

【００８７】そこで、本発明の第２実施例として、この
ような従来の二次記憶装置をも互換的に使用できる計算
機システムについて説明する。図１０に、本第２実施例
に係る計算機システムの構成を示す。

【００８８】本第２実施例に係る計算機システムは、本
第１実施例に係る上位計算機１に、ディスク管理テーブ
ル２５ａと、ファイルアドレス決定手段３０、ファイル
アドレス決定手段３０と新規ファイルアドレス決定手段
２６のどちらを使用するかを選択するアドレス決定手段
選択手段３１を付加したものである。

【００８９】ディスク管理テーブル２５ａは、ディスク
の使用状況を管理する。ファイルアドレス決定手段３０
は、論理ブロックを新規にライトする際に書き込みに最
適なディスク装置のロ−カルブロックアドレスを決定す
る。

【００９０】次に、本第２実施例に係る計算機システム
の動作を説明する。

【００９１】まず、システムのイニシャル時等に、上位
計算機１のファイル管理バッファ管理手段１３はデバイ
スドライバ１６を介して、二次記憶装置２のコマンド管
理手段２３と、ネゴシエ−ションを行い、二次記憶装置
２に新規ファイルのロ−カルブロックアドレスを決定す
る能力があるか否かを判定し、判定結果をアドレス決定
手段選択手段３１に通知する。

【００９２】そして、アドレス決定手段選択手段３１
は、もし、二次記憶装置２に新規ファイルのロ−カルブ
ロックアドレスを決定する能力があれば、上位計算機１
のファイルアドレス決定手段３０とディスク管理テーブ
ル２５ａを無効化とする。そして、以降は、前記第１実
施例と同様の動作を行う。

【００９３】一方、アドレス決定手段選択手段３１は、
もし、二次記憶装置２に新規ファイルのロ−カルブロッ
クアドレスを決定する能力がなければ、オ−プンファイ
ル情報通知手段１８、新規ファイルライト通知手段１９
を無効化し、先に説明した従来の計算機システムと同様
の動作を行う。

【００９４】さらに、複数二次記憶装置を同時に接続し
て使用するような場合は、ＡＰよりの二次記憶装置への
アクセスの要求毎に、要求された二次記憶装置が新規フ
ァイルのロ−カルブロックアドレスを決定する能力があ
るか否かに応じて、オ−プンファイル情報通知手段１８
と新規ファイルライト通知手段１９の組とファイルアド
レス決定手段３０とディスク管理テーブル２５ａの組の
一方の組を無効化し、前記第１実施例の動作もしくは従
来の動作と同様の動作を行う。

【００９５】なお、二次記憶装置２に新規ファイルのロ
−カルブロックアドレスを決定する能力がある場合で
も、オ−プンファイル情報通知手段１８、新規ファイル
ライト通知手段１９を無効化すると共に、二次記憶装置
２の新規ファイルアドレス決定手段２６、新規ファイル
アドレス通知手段２８等を無効化することにより、従来
と同様の動作を行うことができる。

【００９６】以上のように、本第２実施例によれば、前
記第１実施例の計算機システムにおいて、従来の二次記
憶装置をも利用することができる。また、複数台の二次
記憶装置の接続や、従来使用していた二次記憶装置に新
規の二次記憶装置を付設等を行うことができ、計算機シ
ステムの構成の自由度、拡張性を増すことができる。以
下、本発明の第３の実施例を説明する。

【００９７】本第３実施例では、前記第１実施例と異な
り、上位計算機１では、ファイルのロ−カルブロックア
ドレスを一切管理しない。

【００９８】図１１に、本第３実施例に係る計算機シス
テムの構成を示す。

【００９９】図示するように、上位計算機１は、ディレ
クトリおよびファイル名とファイル識別番号を管理する
ディレクトリ管理テーブル１４と、データ転送に使用す
るバッファの管理を行うバッファ管理手段１３ａと、デ
バイスドライバ１６と、インタフェ−ス制御手段２１と
を備えている、また、二次記憶装置２は、インタフェ−
ス制御手段２２と、ファイル管理とコマンド管理を行う
ファイル管理・コマンド管理手段２３ａと、新規のファ
イルの論理ブロックへロ−カルブロックアドレスのマッ
ピングを行う新規アドレス決定手段２６と、ファイルの
管理情報を登録するローカルファイル管理テーブル２７
と、ディスクの使用状況を管理し、またディスク装置２
９の構成パラメータや、物理パラメータを記述しておく
ディスク管理テーブル２５ｂと、ディスク制御手段２４
と、複数のディスク装置とを備えている。

【０１００】上位計算機１と二次記憶装置２とは、ファ
イルのオープンを上位計算機１から二次記憶装置２へ通
知するコマンドや、ファイル識別番号とともにファイル
中の指定のデータの転送を要求するコマンドをサポ−ト
している。また、上位計算機１と二次記憶装置２とは、
相互に、要求に見合った形態（ブロック単位転送または
バイト単位転送）でデータを転送することができる。こ
のようなデータの転送や、コマンドの送受信は、インタ
フェース制御手段２１、２２が制御する。

【０１０１】以下、本第３実施例に係る計算機システム
の動作を説明する。

【０１０２】プロセス１２は、ＯＳ２０に対しファイル
のオープンや、ファイルのリード・ライトなどのシステ
ムコールを発行する。ＯＳ２０はこれを受信し、バッフ
ァ管理手段１３ａはデータ転送に必要なバッファを確保
し、デバイスドライバ経由で二次記憶装置２へのオープ
ン、またはリード・ライトコマンドを生成し発行する。
コマンドには、システムコ−ルに含まれているオフセッ
トを含める。また、このコマンドの発行に当たってはデ
ィレクトリ管理テーブル１４を参照し、このファイルの
ファイル識別番号を獲得し、コマンドとともに二次記憶
装置２へ送信する。また、未登録ファイルのオープン時
には、ファイル識別番号を新規に割り当て、割り当てた
ファイル識別番号を、コマンドとともに二次記憶装置２
へ送信する。

【０１０３】二次記憶装置２において、ファイル管理・
コマンド管理手段２３ａは、コマンドを受信、解析し、
このコマンドが、新規の論理ブロックの登録を要求する
コマンドであれば、新規ファイルアドレス決定手段２６
に記憶アドレスの決定を依頼する。新規ファイルアドレ
ス決定手段２６は、ディスク管理テーブル２５ｂ、ロー
カルファイル管理テーブル２７を参照し、ディスク装置
２９の構成パラメータ、物理パラメータや、ＡＰのアク
セス特性等を考慮し、この新規な論理ブロックを記憶す
るロ−カルブロックアドレスを決定し、ローカルファイ
ル管理テーブル２７に登録する。ロ−カルブロックアド
レスを決定の詳細については後述する。

【０１０４】また、ファイル管理・コマンド管理手段２
３ａは、解析したコマンドが、既存の論理ブロックのリ
ードもしくはライトを要求するコマンドであれば、ロー
カルファイル管理テーブル２７を参照し、アクセスする
論理ブロックのロ−カルブロックアドレスを求め、この
ロ−カルブロックアドレスとコマンド中のオフセットで
指定されるデータにアクセスする。そして、リ−ドコマ
ンドに対しては読みだしたデータを上位計算機に転送
し、ライトコマンドに対しては転送されたデータをライ
トする。上位計算機１と二次記憶装置２との間のデータ
の転送は、ＡＰが要求した単位で行う。

【０１０５】以上のように、本第３実施例によれば、上
位計算機は二次記憶装置の構成、物理的特性等をまった
く考慮する必要がなく、ただファイル名とファイル識別
番号のみを管理すればよい。したがい、様々な二次記憶
装置や、その他の外部機器を上位計算機に接続して利用
することができる。

【０１０６】以下、本発明の第４の実施例について説明
する。

【０１０７】図１２に、本第４実施例に係る計算機シス
テムの構成を示す。

【０１０８】本第４実施例に係る計算機システムは、前
記第３実施例に係る上位計算機と二次記憶装置２を複数
台接続したものである。

【０１０９】各上位計算機１と各二次記憶装置２は共通
のインタフェースで接続されている。このインタフェー
スは、たとえばＳＣＳＩバスとして知られているバス型
のインタフェ−スである。

【０１１０】本第４実施例に係る計算機システムの動作
は、前記第３実施例とほぼ同様である。ただし、各ファ
イルの管理情報は各二次記憶装置毎に分散して配置され
ているため、各上位計算機１は、各ファイルを記憶して
いる二次記憶装置を管理する。これは、各上位計算機が
適当な契機で、各二次記憶装置から記憶しているファイ
ルの情報を得ることにより実現できる。また、同じ二次
記憶装置の異なるファイルに、異なる上位計算機によっ
て同じファイル識別番号が割り当てられないように、二
次記憶装置側で、新規ファイルへのファイル識別番号の
二重割り当てを監視、調停する。これは、たとえば、上
位装置よりの新規ファイルのオ−プン要求時に、ファイ
ル識別番号の二重割り当てが発生した場合に、二次記憶
装置が上位計算機にファイル識別番号の再割り当てを要
求すること等により実現できる。さて、前記バスを介し
た、コマンド、データの転送のシ−ケンスは、たとえ
ば、図１３に示すように実行される。すなわち、まず、
ア−ビトレ−ションを実行して、特定の上位計算機１と
特定の二次記憶装置２を論理的に接続し、コマンドを上
位計算機１より二次記憶装置に転送する。そして、次
に、上位計算機は、二次記憶装置２のコマンドに対する
前処理期間（ディスク装置のシ−ク期間等）中バスを他
の装置に解放するため、メッセ−ジ１を送信し一旦バス
を解放する。前処理が終了すると、二次記憶装置２はメ
ッセ−ジ２を送信し、上位計算機とバスを再接続する。
そして、次に、リ−ド／ライトするデータを上位計算機
１と二次記憶装置２間で転送し、最後に、メッセ−ジ３
によってコマンドの正常終了もしくは異常終了を二次記
憶装置より上位計算機に通知し、バスを解放する。

【０１１１】なお、このような、バスは前記第１、第２
実施例にも用いることができる。前記第１、第２実施例
にも用いる場合には、メッセ−ジ３によって新規な論理
ブロックを記憶したロ−カルブロックアドレスも二次記
憶装置２から上位計算機１に転送するようにする。

【０１１２】以上のように、本第４実施例によれば、各
上位計算機１はファイル名と、そのファイル識別番号、
ファイルを記憶している二次記憶装置の識別以外の情報
を保有する必要がないので、複数の上位計算機と複数の
二次記憶装置を容易に接続できる。また、ファイル管理
情報は、そのファイルを記憶している二次記憶装置のみ
が保有するので、二次記憶装置側で容易に、複数の上位
装置に対するファイルのコヒレンシ−を保つための制御
を行うことができる。

【０１１３】さて、ここで、前述した二次記憶装置にお
けるファイルの各論理ブロックのロ−カルブロックアド
レスの決定手順の詳細について説明する。

【０１１４】なお、以下に説明する手順は、前記第１実
施例から第４実施例にいずれにも適用することができ
る。

【０１１５】さて、図１４において、２４はディスク装
置制御手段、２９は複数台で構成したディスク装置群で
ある。ディスク装置制御手段２４はディスク装置群２９
をＲＡＩＤ５型ディスクアレイとして管理している。Ｒ
ＡＩＤ５型ディスクアレイは高速ディスクアクセスと高
信頼性を目的としたディスクアレイアーキテクチャであ
り、このア−キテクチャでは、図示するようにデータを
ストライプと呼ぶ単位に分割し各ディスク装置に分散配
置する。これによりストライプ単位のアクセスでは各デ
ィスク装置を完全に独立に動作させることができ、ディ
スク台数倍のトランザクション性能を得られる。

【０１１６】さらに、横ならびのデータストライプ群
（たとえば、Ｄ００、Ｄ０１、Ｄ０２）でパリティグル
ープを構成し、これらデータの排他的論理和を計算しパ
リティ（たとえば、Ｐ０）として一台のディスク装置上
に格納する。このパリティは各パリティグループ毎に異
なるディスク装置に分散配置する。これにより、万一、
１台のディスク装置が故障してもパリティを利用し故障
ディスクのデータを復元できる。

【０１１７】このようなＲＡＩＤ５型ディスクアレイに
おいて、各論理ブロックを最適に配置するためには、ス
トライプサイズや、ディスク台数や、パリティ配置方式
等の構成パラメータが必要となる。しかし、これらのパ
ラメ−タは、二次記憶装置の種別毎に異なるため、上位
計算機において管理することは困難である。

【０１１８】一方、これらのパラメータを考慮しない
と、例えばストライプサイズと論理ブロックサイズを同
一サイズとしたとき、論理ブロックが１つのストライプ
の先頭、すなわちストライプバウンダリできちんと配置
されず２つのストライプにまたがって配置されてしまう
事態が発生する。そして、この場合、１つの論理ブロッ
クをアクセスする際にも２つのストライプ、すなわち２
台のディスク装置を同時にアクセスする必要が発生する
ので性能が著しく低下する。

【０１１９】そこで、本実施例では、二次記憶装置２側
が自分の構成パラメ−タに基づいて論理ブロックの配置
を決定する。以下、構成パラメ−タを考慮せずに行った
論理ブロックの配置によって生じる問題と、これを回避
するために二次記憶装置２が自分の構成パラメ−タに基
づいて行う論理ブロックの配置の例を示す。

【０１２０】まず、第１の例を図１５を用いて明する。

【０１２１】図１５ａは、ストライプ境界を意識せず論
理ブロックの配置を決定した結果、データがディスク０
のＤ₀₀ストライプとディスク１のＤ₀₁ストライプの２つ
のストライプを使用して記憶されることとなった場合を
示している。この場合、１回の上位計算機からの要求に
２台のディスク装置が使用されているので、これと並行
して他の要求の処理に使用することができるディスクは
ディスク２，３の２台となる。

【０１２２】そこで、本実施例の二次記憶装置は、自分
の構成パラメ−タに基づいて、上位計算機から転送され
た論理ブロックの先頭をストライプバウンダリに合わせ
るよう配置を決定することにより、図１５ｂに示すよう
にディスク１のＤ₀₁ストライプのみにデータ格納する。
この場合、上位計算機が８ＫＢ固定で新規論理ブロック
のライト要求を発行する場合には、最大４つの要求を同
時に処理でき、処理スループットを向上することができ
る。

【０１２３】次に、第２の例を図１６を用いて説明す
る。

【０１２４】図１６ａは４８ＫＢの新規な論理ブロック
を、ストライプバウンダリのみを考慮して配置したとこ
ろを示している。ここで、ＲＡＩＤ５型ディスクアレイ
ではパリティを生成する必要がある。必要となるパリテ
ィはＰ₀，Ｐ₁，Ｐ₂であり、これらは、「＊」を排他的
論理和を表すものとして以下の生成式に従い生成でき
る。

【０１２５】Ｐ₀Ｎｅｗ＝（Ｄ₀₁Ｏｌｄ＊Ｄ₀₂Ｏｌｄ）
＊（Ｄ₀₁Ｎｅｗ＊Ｄ₀₂Ｎｅｗ）＊Ｐ₀ＯｌｄＰ₁Ｎｅｗ＝Ｄ₁₀Ｎｅｗ＊Ｄ₁₁Ｎｅｗ＊Ｄ₃₁ＮｅｗＰ₂Ｎｅｗ＝Ｄ₂₀Ｏｌｄ＊Ｄ₂₀Ｎｅｗ＊Ｐ₂Ｏｌｄここで、添字Ｏｌｄのついたデータ（たとえば、Ｄ₀₁Ｏ
ｌｄ，Ｄ₀₂Ｏｌｄ，Ｐ₀Ｏｌｄ，…等）はディスクにす
でに書き込まれているデータであり、添字Ｎｅｗのつい
たデータ（Ｄ₀₁Ｎｅｗ，Ｄ₀₂Ｎｅｗ，…等）は今まさに
書き込もうとするデータである。したがい、Ｐ₀の生成
にはＤ₀₁Ｎｅｗ、Ｄ₀₂Ｎｅｗの書き込みに先立ち、ディ
スク１，２，３よりＤ₀₁Ｏｌｄ、Ｄ₀₂Ｏｌｄ、Ｐ₀Ｏｌ
ｄをリードする必要があり、Ｐ₂の生成にはＤ₂₀Ｎｅｗ
の書き込みに先立ちディスク０，１よりＤ₂₀Ｏｌｄ、Ｐ
₂Ｏｌｄをリードする必要がある。このライトに先立つ
リード（リードモディファイライト処理、以下、「ＲＭ
Ｗ処理」と記す）は、多大な処理時間が必要となる。

【０１２６】そこで、本実施例の二次記憶装置は、自分
の構成パラメ−タに基づいて、次のような手順で配置を
決定する。

【０１２７】すなわち、新規ファイルアドレス決定手段
２６はローカルファイル管理テーブル２７を参照し、概
略アドレスを決定する。概略アドレスとは、ファイルへ
の論理ブロックの追加を行う場合においては、このファ
イルが現在格納されているアドレスであり、新規ファイ
ルの論理ブロックの記憶ならば、現在ちょうど使用して
いるディスクの領域のアドレスである。新規な論理ブロ
ックの概略アドレスをこのように選ぶのは、現在ちょう
ど使用しているディスク領域のデータと関係あると推測
されるデータは、現在ちょうど使用しているディスク領
域のデータの近くに配置した方が、確率的にディスクの
ヘッド移動に要する時間が少なくなるからである。

【０１２８】次に、概略アドレスが決定したならば、新
規ファイルアドレス決定手段２６はディスク管理テーブ
ル２５を参照し詳細アドレスを決定する。

【０１２９】すなわち、概略アドレスの近傍で丁度４８
ＫＢ分すなわち６ストライプを、ディスク０のストライ
プから開始し、順番に新規論理ブロックを配置可能な領
域を、新規ファイルを格納するアドレスとして決定す
る。この例の場合、ディスク０のストライプ＃ｎからデ
ィスク３のストライプ＃ｎ＋１のパリティストライプを
除く計６つの連続したデータストライプが未使用である
ことをストライプ管理テーブルを参照し知ることができ
る。

【０１３０】ディスク管理テーブルは、図１７に示すよ
うにさらにストライプ管理テーブルとセクタ管理テーブ
ルにより構成されている。

【０１３１】ここで、ストライプ管理テーブル１７００
は、ストライプ毎に、そのストライプがデータストライ
プがパリティストライプか、使用中か未使用か一部使用
かを登録するエントリを有しており、これより、各スト
ライプがデータストライプがパリティストライプか、
又、ストライプ全域を使用中か未使用か、一部使用かを
ディスク毎に知ることができる。また各ディスクのスト
ライプ毎に、セクタの使用状況を管理するセクタ管理テ
ーブル１７１０が設けられている。図１７に示したセク
タ管理テーブル１７１０は、ストライプサイズ８ＫＢの
ときのもので、この場合、１ストライプは５１２Ｂのセ
クタ１６コにより構成されている。このような構成によ
り、各セクタが使用中か未使用かを判断できる。

【０１３２】たとえば、ディスク＃０のストライプ＃ｎ
＋２（図中丸印付加）は属性“０１０”であり一部使用
中のデータストライプであることがわかる。そこで同ス
トライプのセクタ管理テーブルを参照すると、同ストラ
イプ内のセクタ番号０〜７は使用中であり、８〜１５は
未使用であることがわかる。そして、これより、上位計
算機より転送された新規論理ブロックを図１６ｂのよう
にＤ₀₀からＤ₁₃までの連続した領域に格納することが決
定される。

【０１３３】さらに、この場合、生成する必要のあるパ
リティストライプはＰ₀，Ｐ₁の２つであり、各々以下の
生成式により生成される。

【０１３４】Ｐ₀Ｎｅｗ＝Ｄ₀₀Ｎｅｗ＊Ｄ₀₁Ｎｅｗ＊Ｄ₀₂ＮｅｗＰ₁Ｎｅｗ＝Ｄ₁₀Ｎｅｗ＊Ｄ₁₁Ｎｅｗ＊Ｄ₁₃Ｎｅｗこの生成式より、ライトに先立つデータのリードを行わ
なくともパリティを求めることができることが判る。

【０１３５】さて、ここでＲＭＷ処理はＷ処理の平均
１．７倍処理時間がかかると仮定すると、図１６ａのよ
うに記憶する場合に比べ、ＲＭＷ処理が不必要になった
分、２．２倍の高速に、新規論理ブロックを記憶が行わ
れることになる。

【０１３６】以上のように、本実施例によれば二次記憶
装置において、ＲＡＩＤ型ディスクアレイのパリティ配
置の方式や、ストライプサイズや、ディスク数等のパラ
メータに対し、データ転送長や関連する他のファイルと
の位置関係を考慮した最適ファイル格納が実現できる。

【０１３７】なお、以上ではＲＡＩＤ５型ディスクアレ
イにおける最適論理ブロック配置の一例を示したが、い
かなる構成のディスク装置（群）を用いたとしても、そ
の構成パラメータや、物理特性、さらに論理ブロックサ
イズや、ＡＰのアクセス特性に合致した最適論理ブロッ
ク配置を実現できる。また、同様にして、ディスクアレ
イ以外の形態のディスク装置や、又は光ディスクやテー
プデバイスや半導体形記憶装置等についても最適配置を
実現することができる。

【０１３８】以下、本発明の第５の実施例について説明
する。

【０１３９】本第５実施例は、前記各実施例に係る計算
機システムに用いることのできる二次記憶装置２に関す
るものである。

【０１４０】本第５実施例に係る二次記憶装置２と、前
記第１実施例で示した二次記憶装置（図３参照）との主
要な相違は、本第５実施例に係る二次記憶装置２が複数
のディスク装置群を備えている点である。

【０１４１】図１８に、本第５実施例に係る二次記憶装
置の構成を示す。

【０１４２】図中、３６ａ１、３６ａ２、３６ａ３はデ
ィスク装置群、２４ａ１、２４ａ２、２４ａ３は各ディ
スク装置群を制御するディスク装置制御手段、３４はど
のディスク装置群を使用するかを選択するディスク装置
群選択手段、３５はディスク装置群を切り替えるディス
ク装置群切り換え手段、２５ｂ１、２５ｂ２、２５ｂ３
は各ディスク群の構成パラメータや、物理特性や、使用
状況を管理するディスク管理テーブル、１８００はディ
スク群更新制御手段である。他部は、図３において同符
号を付して示した部位と同じ部位であるので説明を省略
する。

【０１４３】以下、本第５実施例に係る二次記憶装置の
動作の概要を説明する。

【０１４４】二次記憶装置２のコマンド管理手段２３
は、上位計算機１からアクセス要求を受信し、その要求
が新規論理ブロックをライトする要求である場合には、
新規ファイルアドレス決定手段２６にこれを通知し、新
規ファイルアドレス決定手段２６は、ロ−カルファイル
管理テーブル２７、および、各ディスク管理テーブル２
５ｂ１、２５ｂ２、２５ｂ３を参照し、最適なディスク
装置群を選択しロ−カルブロックアドレスをマッピング
する。そして、これをディスク装置群選択手段３４に通
知し、ディスク装置群選択手段３４はこれを受けディス
ク装置群切り換え手段３５を操作し、選ばれたディスク
装置群を選択する。その後の処理は、第１実施例と同様
である。

【０１４５】新規ファイルアドレス決定手段２６が行
う、ディスク装置群の選択は、転送長や、ファイル自体
のアクセス頻度の特性や、ディスク装置群の特性等を考
慮して行う。より詳細な例は後述する。

【０１４６】さて、本第５実施例に係るディスク装置群
は、具体的には、たとえば、図１９に示すように構成す
ることができる。

【０１４７】図１９に示した例では、ディスク装置群１
はＲＡＩＤ１型ディスクアレイ装置（またはミラーディ
スク装置）、ディスク装置群２はＲＡＩＤ３型ディスク
アレイ装置、ディスク装置群３はＲＡＩＤ５型ディスク
アレイ装置としている。

【０１４８】この場合、アクセス頻度の高いファイルや
高性能を要求するファイルはＲＡＩＤ１型のディスク装
置群１に保管するのがふさわしく、画像データのような
大容量シーケンシャルファイルはＲＡＩＤ３型のディス
ク装置群２に保管するのがふさわしく、データベースア
クセスなどのトランザクション用ランダムファイルはＲ
ＡＩＤ５型のディスク装置群３に格納するのがふさわし
い。

【０１４９】そこで、新規ファイルアドレス決定手段２
６は、ディスク装置群の選択を次のように行う。

【０１５０】まず、新規ファイルアドレス決定手段２６
は、上位計算機よりのコマンドが既存のファイルの既存
の論理ブロックを更新を要求するものである場合には、
既存の論理ブロックを格納しているディスク装置群を選
択する。

【０１５１】一方、上位計算機よりのコマンドが新規な
論理ブロックの登録を要求するものである場合には、新
規ファイルアドレス決定手段２６は、まずどのディスク
装置群に、この論理ブロックを登録するかを、図２０に
示す手順に従い決定する。

【０１５２】すなわち、まず、書き込む論理ブロックの
属するファイルが新規か既存かの判断を行い（ステップ
２００１）、新規のファイルであれば、ファイルの特性
が未知であるので、ひとまずＲＡＩＤ１型ディスクアレ
イ（ディスク群１）を選択する（ステップ２００６）。

【０１５３】一方、書き込む論理ブロックの属するファ
イルが既存のファイルであれば、そのファイルのランダ
ムアクセス性についての判断を行う（ステップ２００
２）。この判断には、ロ−カルファイル管理テーブル２
７を用いて行う。

【０１５４】すなわち、図２１に示すように、ロ−カル
ファイル管理テーブルの各ファイル管理情報の、参照カ
ウントフィールド１５６に、アクセス特性判定用の５つ
のサブフィールドを設ける。ここで、第１のサブフィー
ルドは前回参照した上位計算機からの要求のアドレス
（ファイル先頭からのバイト数）を格納するフィールド
１５６１、第２のサブフィールドは前回参照したときの
転送長（バイト数）を格納するフィールド１５６２、第
３のサブフィールドはランダムアクセス回数の頻度を示
すフィールド１５６３、第４のサブフィールドはシーケ
ンシャルアクセス回数の頻度を示すフィールド１５６
４、第５のサブフィールドはこのファイルの全参照回数
を格納するフィールド１５６５である。また、ランダム
アクセス回数フィールド１５６３、シーケンシャルアク
セス回数フィールド１５６４の更新は、ファイルのアク
セスの度に、次の処理により行われる。すなわち、式今回参照アドレス≦前回参照アドレス＋前回転送長＋α を判定し、式が成立すれば、このアクセスはシーケンシ
ャルと判断し、シーケンシャルアクセス回数サブフィー
ルド１５６４に１を加算する。もし不成立ならばランダ
ムアクセスと判断し、ランダムアクセス回数サブフィー
ルド１５６３に１を加算する。ただし、「今回参照アド
レス」は上位計算機のライト要求のファイル先頭からの
位置（バイト数）、αはシーケンシャル性の判断基準用
定数である。なお、もし、完全に連続したアクセスのみ
をシーケンシャルとしたいときは、α＝０に設定すれば
よく、もし、ある程度幅をもたせてシーケンシャル性を
判断したいときはαをある値に設定すればよい。このよ
うにしてファイル参照のたびにランダム／シーケンシャ
ル性を判定していく。

【０１５５】さて、ステップ２００２に戻り、既存のフ
ァイルのランダムアクセス性についての判断、すなわ
ち、ランダムアクセス性が大きいか、小さいかの判断
は、次のように行う。

【０１５６】すなわち、Ａ、Ｂを適当な設定値として、
もし、対応するファイル管理情報の、参照回数フィ−ル
ド１５６５の値がＡより大きく、ランダムアクセス回数
フィ−ルド１５６３の値／参照回数フィ−ルド１５６５
の値がＢ以上であれば、ランダムアクセス性が大と判定
し、参照回数フィ−ルド１５６５の値がＡより大きく、
ランダムアクセス回数フィ−ルド１５６３の値／参照回
数フィ−ルド１５６５の値がＢ未満であればランダムア
クセス性が小と判定する。また、参照回数フィ−ルド１
５６５の値がＡより小さければ、判定不能と判断する。
これは、参照回数がある一定値Ａより小さい場合には、
ファイルは作成されたばかりであって、まだシーケンシ
ャル／ランダム性の判断できないからである。

【０１５７】次に、この判断の結果、ランダム性大なら
ばＲＡＩＤ５型ディスクアレイ（ディスク群３）を選択
し（ステップ２００４）、判定不能ならばＲＡＩＤ１型
ディスクアレイ（ディスク群１）を選択する（ステップ
２００６）。ここで、判定不能の場合に、ＲＡＩＤ１型
ディスクアレイ（ディスク群１）を選択するのは、作成
したばかりの、ファイルはＲＡＩＤ１型ディスクアレイ
（ディスク群１）に格納されているはずであるからであ
る。

【０１５８】なお、ステップ２００２では、ランダムア
クセス比率＝ランダムアクセス回数／参照回数が定数Ｂ
（Ｏ＜Ｂ＜１）より大きいかどうかを判定したが、シー
ケンシャルアクセス比率をシ−ケンシャルアクセス回数
フィ−ルド１５６４の値／参照回数フィ−ルド１５６５
の値を基準にして判定を行うようにしてもよく、また、
両者を加味した判定を行ってもよい。

【０１５９】さて、ステップ２００２で、ランダム性が
小と判断されたならば転送長の判定を行う。すなわち、
コマンドで書き込みを要求されているデータ長（転送
長）がある一定値Ｃ以上ならば、転送長大と判断し、Ｒ
ＡＩＤ３型ディスクアレイ（ディスク群２）を選択す
る。また転送長ががある一定値Ｃ未満のときは、ＲＡＩ
Ｄ３型は効率が悪いのでＲＡＩＤ１型を選択する。

【０１６０】以上のように、新規ファイルが既存ファイ
ルか、ランダム性が大か小か、転送長が大か小かの判定
を行うことにより、適切なディスク群を選択する。そし
て、選択したディスク群に、新規な論理ブロックを書き
込むと共に、選択したディスク群が、新規な論理ブロッ
クの属する既存のファイルの既存の論理ブロックが記憶
されているディスク群と異なる場合には、選択したディ
スク群に既存の論理ブロックを移動し、これに合わせフ
ァイル管理テ−ブルを更新する。なお、この際、ロ−カ
ルファイル管理テーブル２７の各ファイル管理情報に設
けたファイルの再配置の有無を示す更新フラグ１８８
を”更新済み”に設定する。

【０１６１】なお、以上では、新規ファイルはすべて、
ＲＡＩＤ１型ディスクアレイ（ディスク群１）に書き込
むこととした。これはアクセス特性が不明であるためで
ある。しかしながらＲＡＩＤ１型ディスクアレイは信頼
性が高い点を除いては１台のディスクと同等の性能であ
り、ランダム性の強いファイルや、シーケンシール性の
強いファイルのアクセスには適さない。また、ディスク
容量も限られているので、適当なタイミングでそのアク
セス特性に適したディスク群を選択し直し、ファイルを
移動させることが望ましい。

【０１６２】そこで、ディスク群更新制御手段１８００
が、定期的に、コマンド管理手段２３にファイル毎に格
納するディスク群を選択しなおすよう要求を発行するよ
うにする。

【０１６３】コマンド管理手段２３はこの要求をうけ、
ロ−カルファイル管理テーブル２７の各ファイル管理情
報の更新フラグ１８８を参照し、もし、更新フラグが
“未更新”に設定されていたならば最近新規に作成され
たファイルなので、ディスク装置群選択手段を起動し、
図２０に示した手順に従いディスク群の再選択を試み
る。

【０１６４】そして、ランダム性又はシーケンシャル性
が強いファイルであることが判定されたなら上述のよう
なディスク群を選択して、ＲＡＩＤ１型ディスクアレイ
（ディスク群１）以外のディスク群が選択されたら、そ
のディスク群にファイルを移動し、更新フラグ１８８を
“更新済”に設定する。

【０１６５】もし、判定不能であれば、そのままディス
ク群１に当該ファイルを置く。このとき、更新フラグは
“未更新”のままにする。なお、ファイル移動中にこの
ファイルへのアクセス要求が上位計算機から発行される
ことがあるため、このとき更新フラグは“更新中”に設
定しておく。また、ファイルの移動に伴いファイル管理
テーブルを新規に作成し直し、ファイルの移動が完全に
終了したら、ファイル管理テーブルを新規のものに切り
かえ古いものは削除してしまう。なお、ディスク群の選
択後の論理ブロックの論理ブロックアドレスへの登録は
先に示したように行えばよい。

【０１６６】以上の処理により、アクセス特性に適した
ディスク群を選択できる。

【０１６７】なお、以上ではディスク群としてＲＡＩＤ
１型、ＲＡＩＤ３型、ＲＡＩＤ５型のディスクアレイを
使用した例を使用したが、これ以外の装置を導入して
も、同様な手順によりアクセス特性に適したディスク群
を選択できる。

【０１６８】さて、本第５実施例に係るディスク装置群
（図１９参照）は、図２２に示すように構成することも
できる。

【０１６９】図２２に示した例では、構成パラメータの
１つであるストライプサイズがそれぞれ異なる３つのデ
ィスクアレイ装置をディスク装置群１、２、３としてい
る。この場合、比較的小さなファイルを格納するにはス
トライプサイズを小さく設定したディスク装置群１に、
また逆に十分大きなファイルを格納するにはストライプ
サイズを大きく設定したディスク装置群３に登録するの
がふさわしい。したがい、ファイル長に応じて、ディス
ク装置群を選択すれば、ファイルの特性に適したディス
ク群を選択できる。

【０１７０】または、データの転送長に応じて、ストラ
イプサイズ×ディスク台数×ｎが転送長となるようなデ
ィスク群を選択するようにすれば、効率よく、ディスク
台数分の転送性能を得ることができる。

【０１７１】また、本第５実施例に係るディスク装置群
（図１９参照）は、図２３に示すように構成することも
できる。

【０１７２】図２３に示した例では、ディスク装置群１
に磁気ディスク装置を、ディスク装置群２に光ディスク
装置を、ディスク装置群３にテープライブラリ装置を用
いている。この場合、アクセス頻度の高いファイルは磁
気ディスク装置に、アクセス頻度の余り高くないファイ
ルは光ディスク装置に、ほとんどアクセスしないファイ
ル（バックアップ等）はテープライブラリ装置に登録す
ることが望ましい。

【０１７３】そこで、ある一定時間毎に、ディスク群更
新制御手段１８００が、コマンド管理手段２３にファイ
ル毎に格納するディスク群を選択しなおすよう要求を発
行するようにする。そして、コマンド管理手段２３が、
この要求をうけ、ロ−カルファイル管理テーブル２７の
各ファイル管理情報のタイムスタンプ１５３の前回参照
時間と、参照回数フィ−ルド１５６５を参照し、このフ
ァイルが最近アクセスされているのかどうか、又は参照
回数が多いかどうかを判定する。そして、もし一定期間
アクセスされていないならば古いファイルであり、高速
なディスク上のスペースを占拠していることは非効率で
あるので、たとえば光ディスク等にファイルを移動する
ようにする。

【０１７４】なお、たとえば夜間に、テープライブラリ
装置に、他のディスク装置に記憶されているファイルを
複写し、バックアップを取るようにしてもよい。

【０１７５】以上のように本実施例によれば複数のディ
スク装置群を二次記憶装置内に設けることができ、その
構成を変えることで多種多様なアクセス要求やファイル
特性に適した論理ブロックの論理ブロックアドレスへの
マッピングを実現でき、様々な形態の記憶システムおよ
び計算機システムを構築できるという効果がある。

【０１７６】以上説明してきたように、本実施例によれ
ば、二次記憶装置固有の構成パラメータや、物理パラメ
ータを配慮し、かつ上位計算機のＡＰのアクセス特性に
合致した最適ファイル配置を実現でき、高速なファイル
アクセスを実現できる。またこれにより高性能な計算機
システムを実現できる。また、上位計算機に本発明の二
次記憶装置のみならず従来の二次記憶装置をも接続で
き、柔軟な計算機システムを構築できる。また、上位計
算機は二次記憶装置の構成、物理特性を考慮する必要が
ないので、簡単に様々な二次記憶装置を上位装置に接続
できる。また、複数台の上位計算機と複数台の二次記憶
装置を接続した分散ファイル管理型計算機システムを容
易に構築できる。

【０１７７】

【発明の効果】以上のように、本発明によれば、上位計
算機に二次記憶装置のパラメータを設定すること無し
に、ファイルの二次記憶装置への最適配置を実現するこ
とのできる計算機システムを提供することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施例に係る計算機システムのハ−ド
ウェア構成を示すブロック図である。

【図２】本発明の実施例におけるファイル管理の概念を
示した説明図である。

【図３】本発明の第１実施例に係る計算機システムの構
成を示したブロック図である。

【図４】本発明の第１実施例に係るファイル管理テーブ
ルの構成を示す説明図である。

【図５】本発明の第１実施例に係るＯＳが行うファイル
オ−プン処理の手順を示すフロ−チャ−トである。

【図６】本発明の第１実施例に係るＯＳが行うファイル
リ−ド処理の手順を示すフロ−チャ−トである。

【図７】アクセスするデータと論理ブロックの関係を示
した説明図である。

【図８】本発明の第１実施例に係るＯＳが行うファイル
ライト処理の手順を示すフロ−チャ−トである。

【図９】本発明の第１実施例に係る二次記憶装置が行う
ファイルリ−ド／ライト処理の手順を示すフロ−チャ−
トである。

【図１０】本発明の第２実施例に係る計算機システムの
構成を示したブロック図である。

【図１１】本発明の第３実施例に係る計算機システムの
構成を示したブロック図である。

【図１２】本発明の第４実施例に係る計算機システムの
構成を示したブロック図である。

【図１３】本発明の第４実施例に係る上位計算機と二次
記憶装置間の転送シ−ケンスを示すタイムチャ−トであ
る。

【図１４】ディスクアレイ装置のストライプを示す説明
図である。

【図１５】論理ブロックへのロ−カルアドレスの割り当
てのようすを示す説明図である。

【図１６】論理ブロックへのロ−カルアドレスの割り当
てのようすを示す説明図である。

【図１７】本発明の実施例に係るストライプ管理テ−ブ
ルとセクタ管理テ−ブルの構成を示すブロック図であ
る。

【図１８】本発明の第５実施例に係る二次記憶装置の構
成を示すブロック図である。

【図１９】本発明の第５実施例に係る二次記憶装置の第
１の具体的構成例を示すブロック図である。

【図２０】本発明の第５実施例に係るディスク群選択処
理の手順を示すフロ−チャ−トである。

【図２１】本発明の第５実施例に係るロ−カルファイル
管理テ−ブルの構成を示す説明図である。

【図２２】本発明の第５実施例に係る二次記憶装置の第
２の具体的構成例を示すブロック図である。

【図２３】本発明の第５実施例に係る二次記憶装置の第
３の具体的構成例を示すブロック図である。

【図２４】従来の計算機システムの構成を示すブロック
図である。

【符号の説明】

１・・・上位計算機２・・・二次記憶装置１２・・・プロセス１３・・・ファイル管理・バッファ管理手段１４・・・ディレクトリ管理テーブル１５・・・ファイル管理テーブル１６・・・デバイスドライバ１７・・・新規ファイルアドレス決定手段１８・・・オープンファイル情報通知手段１９・・・新規ファイルライト通知手段２０・・・オペレーティングシステム２１・・・インタフェース制御手段２２・・・インタフェース制御手段２３・・・コマンド管理手段２４・・・ディスク装置制御手段２５ｂ・・・ディスク管理テーブル２６・・・新規ファイルアドレス決定手段２７・・・ロ−カルファイル管理テーブル２８・・・新規ファイルアドレス通知手段２９・・・ディスク装置

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ▲吉▼田稔神奈川県小田原市国府津2880番地株式会社日立製作所ストレージシステム事業部内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】計算機と、前記計算機に接続された１また
は複数の二次記憶装置とを有し、前記二次記憶装置は、
二次記憶装置内のローカルなアドレスであるローカルア
ドレスによって記憶したデータを管理する計算機システ
ムであって、前記二次記憶装置は、１または複数の論理ブロックより
構成されるファイルを記憶する記憶手段と、既に前記記
憶手段に記憶されている、前記計算機より要求されたロ
ーカルアドレスの論理ブロックのアクセスを実行する手
段と、新たな論理ブロックの前記記憶手段への記憶を前
記計算機より要求された場合に、記憶を要求された論理
ブロックを記憶するローカルアドレスを所定の手順によ
り決定する手段と、決定したローカルアドレスに記憶を
要求された論理ブロックを記憶する手段と、決定したロ
ーカルアドレスを前記計算機に通知する手段とを有し、前記計算機は、二次記憶装置に記憶されているファイル
を構成する各論理ブロックが記憶されているローカルア
ドレスを、各論理ブロックに対応付けて管理するファイ
ル管理テーブルと、既に二次記憶装置に記憶されている
論理ブロックにアクセスする場合に、前記ファイル管理
テーブルを参照し、アクセスする論理ブロックのローカ
ルアドレスを求め、求めたローカルアドレスの論理ブロ
ックのアクセスを二次記憶装置に要求する手段と、新た
な論理ブロックの二次記憶装置への記憶を行う場合に、
ローカルアドレスを指定せずに、前記二次記憶装置に新
たな論理ブロックの記憶を要求する手段と、前記二次記
憶装置から通知されたローカルアドレスを、記憶を要求
した新たな論理ブロックに対応付けて前記ファイル管理
テーブルに登録する手段とを有することを特徴とする計
算機システム。
【請求項２】計算機と、前記計算機に接続された１また
は複数の二次記憶装置とを有し、前記二次記憶装置は、
二次記憶装置内のローカルなアドレスであるローカルア
ドレスによって記憶したデータを管理する計算機システ
ムであって、前記二次記憶装置は、１または複数の論理ブロックより
構成されるファイルを記憶する記憶手段と、前記記憶手
段に記憶されているファイルを構成する論理ブロックが
記憶されているローカルアドレスを、当該ファイルを指
定するファイル識別子と論理ブロックに対応付けて管理
するローカルファイル管理テーブルと、記憶を要求され
たデータが前記記憶手段に既に記憶されている論理ブロ
ックに属する場合に、ファイルとファイル内の相対アド
レスとデータ長とを指定して前記計算機より、アクセス
を要求されたデータのローカルアドレスを、指定された
ファイル識別子と相対アドレスとデータ長と、前記ファ
イル管理テーブルより求める手段と、求めたローカルア
ドレスに記憶されているデータにアクセスする手段と、
前記記憶手段へのデータの記憶を前記計算機より要求さ
れた場合であって記憶を要求されたデータが前記憶手段
に既に記憶されている論理ブロックに属さないものであ
る場合に、ファイル識別子とファイル内の相対アドレス
とデータ長とを指定して前記計算機よりアクセスを要求
されたデータが属する新たな論理ブロックを記憶するロ
ーカルアドレスを所定の手順により決定する手段と、決
定したローカルアドレスに新たな論理ブロックを記憶す
る手段と、新規のファイルのデータ前記記憶手段への記
憶を要求された場合に、当該新規なファイルを構成する
論理ブロックを記憶するローカルアドレスを所定の手順
により決定する手段と、決定したローカルアドレスに登
録を要求された新規なファイルを構成する論理ブロック
を記憶する手段と、決定されたローカルアドレスを、当
該ローカルアドレスに記憶した論理ブロックと、当該論
理ブロックが属するファイル識別子に対応付けて、前記
ローカルファイル管理テーブルに登録する手段とを有
し、前記計算機は、既に二次記憶装置に記憶されているファ
イルのデータにアクセスする場合に、アクセスするデー
タの属するファイルに割り当てたファイル識別子とアク
セスするデータのファイル内の相対アドレスとアクセス
するデータ長とを指定して二次記憶装置に当該データの
アクセスを要求する手段と、新規なファイルのデータの
二次記憶装置への記憶を行う場合に、当該ファイルに新
たなファイル識別子を割り当て、割り当てたファイル識
別子と記憶するデータのファイル内の相対アドレスと記
憶するデータ長とを指定して、前記二次記憶装置に当該
新規なファイルの記憶を要求する手段とを有することを
特徴とする計算機システム。
【請求項３】データを記憶する二次記憶装置であって、
二次記憶装置内のローカルなアドレスであるローカルア
ドレスによって記憶したデータを管理する二次記憶装置
を１または複数接続した計算機であって、前記計算機は、前記二次記憶装置に記憶されているファ
イルを構成する各論理ブロックが記憶されているローカ
ルアドレスを、各論理ブロックに対応付けて管理するフ
ァイル管理テーブルと、接続している前記二次記憶装置
が、論理ブロックを記憶するローカルアドレスを決定す
る能力を有しているか否かを判別する手段と、二次記憶
装置に既に記憶されている論理ブロックにアクセスする
場合に、前記ファイル管理テーブルを参照して得たアク
セスする論理ブロックのローカルアドレスを指定して二
次記憶装置に当該論理ブロックのアクセスを要求する手
段と、新たな論理ブロックの、論理ブロックを記憶する
ローカルアドレスを決定する能力を有している二次記憶
装置への記憶を行う場合に、ローカルアドレスを指定せ
ずに、前記二次記憶装置に新たな論理ブロックの記憶を
要求する手段と、新たな論理ブロックの記録の要求に対
して、前記論理ブロックを記憶するローカルアドレスを
決定する能力を有している二次記憶装置から通知された
ローカルアドレスを、記憶を要求した新たな論理ブロッ
クに対応付けて前記ファイル管理テーブルに登録する手
段と、新たな論理ブロックの、論理ブロックを記憶する
ローカルアドレスを決定する能力を有していない二次記
憶装置への記憶を行う場合に、当該新たな論理ブロック
を記憶するローカルアドレスを所定の手順により決定す
る手段と、決定したローカルアドレスを前記ファイル管
理テーブルに記憶する手段と、決定したローカルアドレ
スを指定して、論理ブロックを記憶するローカルアドレ
スを決定する能力を有していない二次記憶装置へ当該新
たな論理ブロックの記録を要求する手段とを有すること
を特徴とする計算機。
【請求項４】データを記憶する二次記憶装置であって、
二次記憶装置内のローカルなアドレスであるローカルア
ドレスによって記憶したデータを管理する二次記憶装置
を１または複数接続した計算機であって、前記計算機は、前記二次記憶装置に記憶されているファ
イルを構成する各論理ブロックが記憶されているローカ
ルアドレスを、各論理ブロックに対応付けて管理するフ
ァイル管理テーブルと、接続している前記二次記憶装置
が、論理ブロックを記憶するローカルアドレスを決定す
る能力を有しているか否かを判別する手段と、二次記憶
装置に既に記憶されている論理ブロックにアクセスする
場合に、前記ファイル管理テーブルを参照して得たアク
セスするデータのローカルアドレスを指定して二次記憶
装置に当該論理ブロックのアクセスを要求する手段と、
新たな論理ブロックの、論理ブロックを記憶するローカ
ルアドレスを決定する能力を有していない二次記憶装置
への記憶を行う場合に、当該新たな論理ブロックを記憶
するローカルアドレスを所定の手順により決定する手段
と、決定した論理ブロックのローカルアドレスを前記フ
ァイル管理テーブルに当該論理ブロックと対応付けて記
憶する手段と、決定したローカルアドレスを指定して、
論理ブロックを記憶するローカルアドレスを決定する能
力を有していない二次記憶装置へ当該新たな論理ブロッ
クの記録を要求する手段と、新規なファイルの論理ブロ
ックを記憶するローカルアドレスを決定する能力を有し
ている二次記憶装置への記憶を行う場合に、ファイルを
表すファイル識別子とアクセスするデータのファイル内
の相対アドレスとアクセスするデータ長とを指定して、
前記二次記憶装置に当該ファイルの記憶を要求する手段
とを有することを特徴とする計算機。
【請求項５】計算機に接続され、自装置内のローカルな
アドレスであるローカルアドレスによって記憶したデー
タを管理する二次記憶装置であって、１または複数の論理ブロックより構成されるファイルを
記憶する記憶手段と、新たな論理ブロックの前記記憶手
段への記憶を前記計算機より要求された場合に、記憶を
要求された論理ブロックを記憶するローカルアドレスを
所定の手順により決定する手段と、決定したローカルア
ドレスに記憶を要求された論理ブロックを記憶する手段
とを有することを特徴とする二次記憶装置。
【請求項６】計算機に接続され、自装置内のローカルな
アドレスであるローカルアドレスによって記憶したデー
タを管理する二次記憶装置であって、１または複数の論理ブロックより構成されるファイルを
記憶する記憶手段と、前記記憶手段に記憶されているフ
ァイルを構成する論理ブロックが記憶されているローカ
ルアドレスを、当該ファイルと各論理ブロックに対応付
けて管理するローカルファイル管理テーブルと、前記計
算機より前記記憶手段に既に記憶されている論理ブロッ
クに属さないデータの記録を要求された場合に、当該デ
ータが属する新たな論理ブロックを記憶するローカルア
ドレスを所定の手順により決定する手段と、決定したロ
ーカルアドレスに新たな論理ブロックを記憶する手段
と、決定されたローカルアドレスを、当該ローカルアド
レスに記憶した論理ブロックと、当該論理ブロックが属
するファイルとに対応付けて、前記ローカルファイル管
理テーブルに登録する手段とを有することを特徴とする
二次記憶装置。
【請求項７】請求項１、２、３または４記載の計算機シ
ステムであって、前記二次記憶装置の記憶手段は、ディスクアレイ装置で
あって、前記論理ブロックを記憶するローカルアドレスを所定の
手順により決定する手段は、論理ブロックに属するデー
タのアクセスを、より並列に行うことができるようなロ
ーカルアドレスを所定の手順により求める手段であるこ
とを特徴とする計算機システム。
【請求項８】請求項１、２、３または４記載の計算機シ
ステムであって、前記二次記憶装置の記憶手段は、複数の種別の異なる複
数の記憶装置であって、前記論理ブロックを記憶するローカルアドレスを所定の
手順により決定する手段は、記録する新たな論理ブロッ
クの属するファイルの特性と、前記複数の記憶装置の特
性に応じて、新たな論理ブロックのローカルアドレスを
決定することを特徴とする計算機システム。
【請求項９】計算機と、前記計算機に接続された１また
は複数の二次記憶装置とを有し、前記二次記憶装置は、
二次記憶装置内のローカルなアドレスであるローカルア
ドレスによって記憶したデータを管理する計算機システ
ムにおいて、ファイルをアクセスする方法であって、二次記憶装置に、ファイルを識別するためのファイル識
別情報とファイルを記憶したローカルアドレスを対応付
けて記憶するローカルファイル管理テーブルを備えるス
テップと、計算機が、二次記憶装置に、新たなファイルの記録を、
ファイルの識別情報を指定して要求するステップと、二次記憶装置が、記録を要求された新たなファイルを記
憶するローカルアドレスを決定するステップと、二次記憶装置が、前記記憶媒体の決定したローカルアド
レスに新たなファイルを記憶するステップと、二次記憶装置が、決定したローカルアドレスを指定され
たファイルの識別情報に対応付けて、前記ローカルファ
イル管理テーブルに記憶するステップとを有することを
特徴とするファイルのアクセス方法。
【請求項１０】請求項９記載のファイルのアクセス方法
であって、二次記憶装置が、決定したローカルアドレスを前記計算
機に通知するステップと、計算機が通知されたローカルアドレスを、記録を要求し
たファイルに対応付けて管理するステップと、計算機に、ファイルを識別するためのファイル識別情報
とファイルが記憶されているローカルアドレスを対応付
けて記憶するファイル管理テーブルを備えるステップ
と、計算機が、既に二次記憶装置に記憶されているファイル
のアクセスを行う場合に、前記ファイル管理テーブルよ
り、当該ファイルに対応付けて管理しているローカルア
ドレスを求めるステップと、計算機が、既に二次記憶装置に記憶されているファイル
のアクセスを、求めたローカルアドレスを指定して二次
記憶装置に要求するステップと、二次記憶装置が、既に二次記憶装置に記憶されているフ
ァイルのアクセスを要求された場合に、要求で指定され
たローカルアドレスのファイルにアクセスするステップ
とを有することを特徴とするファイルのアクセス方法。
【請求項１１】計算機と、前記計算機に接続された１ま
たは複数の二次記憶装置とを有し、前記二次記憶装置
は、二次記憶装置内のローカルなアドレスであるローカ
ルアドレスによって記憶したデータを管理する計算機シ
ステムであって、前記計算機は、前記二次記憶装置から通知されたローカ
ルアドレスを、前記二期記憶装置の前記通知されたロー
カルアドレスに記憶したデータの論理ブロックに対応付
けして記録するファイル管理テーブルを備えたことを特
徴とする計算機システム。
【請求項１２】計算機と、前記計算機に接続された１ま
たは複数の二次記憶装置とを有し、前記二次記憶装置
は、二次記憶装置内のローカルなアドレスであるローカ
ルアドレスによって記憶したデータを管理する計算機シ
ステムにおいて、前記計算機が前記二次記憶装置にファ
イルを記憶する方法であって、前記計算機は、ファイルを構成する論理ブロックを前記
二次記憶装置に新規に記憶する際に、二次記憶装置にお
いて前記論理ブロックを記憶するローカルアドレスを決
定することを要求する識別子と、前記ファイルの識別子
と、論理ブロックの論理アドレスとを含む論理ブロック
の格納要求を前記二次記憶装置に発行し、前記二次記憶装置は、前記論理ブロックの格納要求に応
じて決定したローカルアドレスを、前記論理ブロックの
格納要求に応答して、前記計算機に発行することを特徴
とする方法。
【請求項１３】計算機と、前記計算機に接続された１ま
たは複数の二次記憶装置とを有し、前記二次記憶装置
は、二次記憶装置内のローカルなアドレスであるローカ
ルアドレスによって記憶したデータを管理する計算機シ
ステムにおいて、前記計算機が前記二次記憶装置のデー
タにアクセスする方法であって、前記計算機は、前記二次記憶装置に記憶されている、フ
ァイルのデータにアクセスするする際に、前記ファイル
の識別子と、前記データの前記ファイルの先頭よりの相
対アドレスと、要求するデータのサイズとを含むアクセ
ス要求を発行し、前記二次記憶装置は、前記アクセス要求に含まれる記フ
ァイルの識別子と、前記データの前記ファイルの先頭よ
りの相対アドレスと、要求するデータのサイズに対応す
るローカルアドレスのデータにアクセスし、前記アクセ
ス要求に対する結果の応答として、終了ステータスを前
記計算機に発行することを特徴とする方法。
【請求項１４】計算機に接続され、自装置内のローカル
なアドレスであるローカルアドレスによって記憶したデ
ータを管理する二次記憶装置であって、１または複数の論理ブロックより構成されるファイルを
記憶する記憶手段と、新たな論理ブロックの前記記憶手
段への記憶を前記計算機より要求された場合に、記憶を
要求された論理ブロックを記憶するローカルアドレスを
所定の手順により決定する手段と、決定したローカルア
ドレスに前記計算機に通知する手段とを有することを特
徴とする二次記憶装置。