JP2000099282A - ファイル管理システム - Google Patents
ファイル管理システムInfo
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- JP2000099282A JP2000099282A JP10264808A JP26480898A JP2000099282A JP 2000099282 A JP2000099282 A JP 2000099282A JP 10264808 A JP10264808 A JP 10264808A JP 26480898 A JP26480898 A JP 26480898A JP 2000099282 A JP2000099282 A JP 2000099282A
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
- G06F16/10—File systems; File servers
Abstract
(57)【要約】
【課題】 複数のディスク装置の上にデータを冗長配置
するファイルを構成し、複数のディスク装置上に格納す
るデータの相互の関連を知っているファイル管理プログ
ラム（ファイルシステム）の特徴を利用して、一層高性
能で可用性（信頼性）が高いデータ記憶を可能にするフ
ァイル管理システムを提供する。 【解決手段】 ファイル管理システムは、ディスクプー
ルとして管理されるとともに、少なくとも二つが前記デ
ィスクプールの中から動的に選択され、ユーザデータと
前記ユーザデータの在り方を管理するためのメタデータ
とのいずれかを冗長記憶する複数のファイルを構成する
複数のディスク装置５１、５２、５３、５４と、ホスト
コンピュータ２のオペレーティングシステム３の一部を
構成し、前記複数のディスク装置を前記ディスクプール
として管理すると共に、前記ファイルを前記メタデータ
に基づいて一括管理するファイルシステム１とを備え
る。
するファイルを構成し、複数のディスク装置上に格納す
るデータの相互の関連を知っているファイル管理プログ
ラム（ファイルシステム）の特徴を利用して、一層高性
能で可用性（信頼性）が高いデータ記憶を可能にするフ
ァイル管理システムを提供する。 【解決手段】 ファイル管理システムは、ディスクプー
ルとして管理されるとともに、少なくとも二つが前記デ
ィスクプールの中から動的に選択され、ユーザデータと
前記ユーザデータの在り方を管理するためのメタデータ
とのいずれかを冗長記憶する複数のファイルを構成する
複数のディスク装置５１、５２、５３、５４と、ホスト
コンピュータ２のオペレーティングシステム３の一部を
構成し、前記複数のディスク装置を前記ディスクプール
として管理すると共に、前記ファイルを前記メタデータ
に基づいて一括管理するファイルシステム１とを備え
る。
Description
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明はファイル管理システ
ムに関し、特に複数のディスク上のファイルにデータを
冗長に記憶することを特徴とするディスク装置（ＲＡＩ
Ｄ装置）の信頼性及び性能を向上させることができるよ
うにしたファイル管理システムに関する。
ムに関し、特に複数のディスク上のファイルにデータを
冗長に記憶することを特徴とするディスク装置（ＲＡＩ
Ｄ装置）の信頼性及び性能を向上させることができるよ
うにしたファイル管理システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】データ記憶装置の信頼性及び性能を向上
させる手法としてＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒ
ｒａｙ ｏｆ Ｉｎｄｐｅｎｄｅｎｔ Ｄｉｓｋｓ：独
立ディスクの冗長アレイ）が良く知られている。ＲＡＩ
Ｄ手法には、データを二重化記憶配置するＲＡＩＤレベ
ル１手法や、複数のディスク装置を使用し、そのうちの
Ｎ−１個のディスク装置にデータをストライプ配置し、
残りの１個のディスク装置にパリティデータを格納する
ＲＡＩＤレベル５（あるいはＲＡＩＤレベル４）手法な
どがある。
させる手法としてＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒ
ｒａｙ ｏｆ Ｉｎｄｐｅｎｄｅｎｔ Ｄｉｓｋｓ：独
立ディスクの冗長アレイ）が良く知られている。ＲＡＩ
Ｄ手法には、データを二重化記憶配置するＲＡＩＤレベ
ル１手法や、複数のディスク装置を使用し、そのうちの
Ｎ−１個のディスク装置にデータをストライプ配置し、
残りの１個のディスク装置にパリティデータを格納する
ＲＡＩＤレベル５（あるいはＲＡＩＤレベル４）手法な
どがある。
【０００３】これらのＲＡＩＤレベル１及びＲＡＩＤレ
ベル５手法は、共にデータ記憶装置、つまりディスク装
置の信頼性及び性能を向上させるための有力な技術であ
る。しかし、ＲＡＩＤレベル５手法は、スペース効率
（記憶コスト）が良いが、少量データをランダムに書き
込む場合に性能劣化を生じる。また、ＲＡＩＤレベル１
手法は少量データをランダムに書き込む場合にも良好な
性能を示すが、スペース効率が悪い特質を有する。
ベル５手法は、共にデータ記憶装置、つまりディスク装
置の信頼性及び性能を向上させるための有力な技術であ
る。しかし、ＲＡＩＤレベル５手法は、スペース効率
（記憶コスト）が良いが、少量データをランダムに書き
込む場合に性能劣化を生じる。また、ＲＡＩＤレベル１
手法は少量データをランダムに書き込む場合にも良好な
性能を示すが、スペース効率が悪い特質を有する。
【０００４】また、両手法とも、障害発生に備えて通常
は使用しない予備のディスク装置を必要とする、障害発
生後の再冗長化に時間がかかる、さらにデイスク装置を
動的に追加することが困難であるという特質を有する。
は使用しない予備のディスク装置を必要とする、障害発
生後の再冗長化に時間がかかる、さらにデイスク装置を
動的に追加することが困難であるという特質を有する。
【０００５】上述したＲＡＩＤ手法を採用した技術の一
例が、特開平５ー１９７４９８号公報（先行技術１）、
特開平８ー４４５０３号公報（先行技術２）、特開平８
ー２７２５４８号公報（先行技術３）、及び特開平９ー
１４６７１７号公報（先行技術４）において提案されて
いる。
例が、特開平５ー１９７４９８号公報（先行技術１）、
特開平８ー４４５０３号公報（先行技術２）、特開平８
ー２７２５４８号公報（先行技術３）、及び特開平９ー
１４６７１７号公報（先行技術４）において提案されて
いる。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】先行技術１及び３は、
少なくとも一つの物理的なディスク装置をホストコンピ
ュータからは複数の論理記憶装置に見せる技術に関し、
論理記憶装置への分割はスタティックなものであり、か
つユーザがどの論理記憶装置を使用するかを明に宣言せ
ざるを得ないものである。したがって、ユーザからすれ
ば、記憶コスト面を除けば、冗長化方式の異なる複数の
ディスク装置をホストコンピュータに接続して使用する
場合と本質的な差がない。
少なくとも一つの物理的なディスク装置をホストコンピ
ュータからは複数の論理記憶装置に見せる技術に関し、
論理記憶装置への分割はスタティックなものであり、か
つユーザがどの論理記憶装置を使用するかを明に宣言せ
ざるを得ないものである。したがって、ユーザからすれ
ば、記憶コスト面を除けば、冗長化方式の異なる複数の
ディスク装置をホストコンピュータに接続して使用する
場合と本質的な差がない。
【０００７】先行技術２は、ホストコンピュータには一
つの論理記憶装置と見せた上で異なるタイプの冗長方式
を採用した複数の論理的なデイスク装置を構成し、アク
セス頻度等の情報を使って異なる論理記憶装置間でデー
タを移動することにより、最適な冗長方式を自動的に決
定している。この技術では、システムが自動的に冗長化
方式を選択しているが、一旦ＲＡＩＤレベル１でデータ
を展開し、一定時間後にＲＡＩＤレベル１のデータをＲ
ＡＩＤレベル５の領域に移動するため、余計なオーバヘ
ッドが生じる。また、ＲＡＩＤレベル１からＲＡＩＤレ
ベル５への移動の過程で一つのファイルの格納されてい
るブロック位置がバラバラになってしまい、ファイルシ
ステムが行っている性能最適化（同一ファイルはできる
だけ連続した物理ブロックに格納）の効果が無効化され
る可能性が大きい。
つの論理記憶装置と見せた上で異なるタイプの冗長方式
を採用した複数の論理的なデイスク装置を構成し、アク
セス頻度等の情報を使って異なる論理記憶装置間でデー
タを移動することにより、最適な冗長方式を自動的に決
定している。この技術では、システムが自動的に冗長化
方式を選択しているが、一旦ＲＡＩＤレベル１でデータ
を展開し、一定時間後にＲＡＩＤレベル１のデータをＲ
ＡＩＤレベル５の領域に移動するため、余計なオーバヘ
ッドが生じる。また、ＲＡＩＤレベル１からＲＡＩＤレ
ベル５への移動の過程で一つのファイルの格納されてい
るブロック位置がバラバラになってしまい、ファイルシ
ステムが行っている性能最適化（同一ファイルはできる
だけ連続した物理ブロックに格納）の効果が無効化され
る可能性が大きい。
【０００８】先行技術４では、複数のハードディスクを
内蔵し制御するデイスク装置において、予め未使用の領
域（パーティション）を用意しておくことにより、ディ
スク障害が発生しても、未使用の領域を使用して冗長性
を復旧している。ここで、未使用の領域を用意するの
は、ホストコンピュータに領域を渡すと、以降領域内の
どのブロックが使用されているか全く分からないためで
ある。しかし、この未使用領域は予め遊ばせておかなけ
ればならない。
内蔵し制御するデイスク装置において、予め未使用の領
域（パーティション）を用意しておくことにより、ディ
スク障害が発生しても、未使用の領域を使用して冗長性
を復旧している。ここで、未使用の領域を用意するの
は、ホストコンピュータに領域を渡すと、以降領域内の
どのブロックが使用されているか全く分からないためで
ある。しかし、この未使用領域は予め遊ばせておかなけ
ればならない。
【０００９】本発明の課題は、複数のディスク装置の上
にデータを冗長配置するファイルを構成し、複数のディ
スク装置上に格納するデータの相互の関連を知っている
ファイル管理プログラム（ファイルシステム）の特徴を
利用して、一層高性能で可用性（信頼性）が高いデータ
記憶を可能にするファイル管理システムを提供すること
にある。
にデータを冗長配置するファイルを構成し、複数のディ
スク装置上に格納するデータの相互の関連を知っている
ファイル管理プログラム（ファイルシステム）の特徴を
利用して、一層高性能で可用性（信頼性）が高いデータ
記憶を可能にするファイル管理システムを提供すること
にある。
【００１０】
【課題を解決するための手段】上記課題を解決するため
に、本発明のファイル管理システムは、ディスクプール
として管理されるとともに、少なくとも二つが前記ディ
スクプールの中から動的に選択され、ユーザデータと前
記ユーザデータの在り方を管理するためのメタデータと
のいずれかを冗長記憶する複数のファイルを構成する複
数のディスク装置と；ホストコンピュータのオペレーテ
ィングシステムの一部を構成し、前記複数のディスク装
置を前記ディスクプールとして管理すると共に、前記フ
ァイルを前記メタデータに基づいて一括管理するファイ
ルシステムとを備える。
に、本発明のファイル管理システムは、ディスクプール
として管理されるとともに、少なくとも二つが前記ディ
スクプールの中から動的に選択され、ユーザデータと前
記ユーザデータの在り方を管理するためのメタデータと
のいずれかを冗長記憶する複数のファイルを構成する複
数のディスク装置と；ホストコンピュータのオペレーテ
ィングシステムの一部を構成し、前記複数のディスク装
置を前記ディスクプールとして管理すると共に、前記フ
ァイルを前記メタデータに基づいて一括管理するファイ
ルシステムとを備える。
【００１１】この構成において、前記ファイルシステム
は、１ブロック未満のファイルの場合には、前記ディス
クプールの前記複数のディスク装置のうちの二つを選択
し、前記ユーザデータをＲＡＩＤレベル１の冗長化方式
で記憶させる。また、２ブロック以上のファイルの場合
には、前記ディスクプールの前記複数のディスク装置の
うちの三つ以上を選択し、前記ユーザデータをＲＡＩＤ
レベル５の冗長化方式で記憶させる。さらに、前記メタ
データを前記ディスクプールの前記複数のディスク装置
のうちの予め決められた二つにＲＡＩＤレベル１の冗長
化方式で記憶させる。
は、１ブロック未満のファイルの場合には、前記ディス
クプールの前記複数のディスク装置のうちの二つを選択
し、前記ユーザデータをＲＡＩＤレベル１の冗長化方式
で記憶させる。また、２ブロック以上のファイルの場合
には、前記ディスクプールの前記複数のディスク装置の
うちの三つ以上を選択し、前記ユーザデータをＲＡＩＤ
レベル５の冗長化方式で記憶させる。さらに、前記メタ
データを前記ディスクプールの前記複数のディスク装置
のうちの予め決められた二つにＲＡＩＤレベル１の冗長
化方式で記憶させる。
【００１２】前記メタデータには前記ユーザデータが格
納されている前記ディスク装置のデイスク番号及びディ
スク内相対ブロック番号対応のディスクブロック番号を
含むアドレス変換表がファイル単位に格納されている。
納されている前記ディスク装置のデイスク番号及びディ
スク内相対ブロック番号対応のディスクブロック番号を
含むアドレス変換表がファイル単位に格納されている。
【００１３】前記ファイルシステムが前記ファイルをア
クセスするとき、対象ディスク装置でブロック障害が発
生すると、前記アドレス変換表から障害を起こしたブロ
ックの内容を修復するのに必要なディスクブロック群を
求め、これらのブロック群を読み込んでそのデータから
障害を起こしたブロックのデータを修復し、修復したデ
ータを同一ディスク装置内の新たに割り当てた正常なブ
ロックに書き出し、新たに割り当てたディスクブロック
番号を前記アドレス変換表に反映する。
クセスするとき、対象ディスク装置でブロック障害が発
生すると、前記アドレス変換表から障害を起こしたブロ
ックの内容を修復するのに必要なディスクブロック群を
求め、これらのブロック群を読み込んでそのデータから
障害を起こしたブロックのデータを修復し、修復したデ
ータを同一ディスク装置内の新たに割り当てた正常なブ
ロックに書き出し、新たに割り当てたディスクブロック
番号を前記アドレス変換表に反映する。
【００１４】前記ファイルシステムはパリティデータの
再計算の発生を抑制するために、データ書き込み時に前
記ユーザデータをキャッシュし、前記ファイルのクロー
ズ時またはキャッシュ不足時までディスクブロックの割
り当てを遅らせる。
再計算の発生を抑制するために、データ書き込み時に前
記ユーザデータをキャッシュし、前記ファイルのクロー
ズ時またはキャッシュ不足時までディスクブロックの割
り当てを遅らせる。
【００１５】
【発明の実施の形態】次に、本発明の実施の形態につい
て図面を参照して説明する。本発明の一実施の形態の構
成を示す図１を参照すると、このファイル管理システム
において、ファイルシステム１はホストコンピュータ２
のオペレーティングシステム（ＯＳ）３の一部を構成す
るプログラム（ファイル管理プログラム）であり、ファ
イルアクセスインタフェース４を通してユーザのファイ
ルアクセス要求を受け付け、ホストコンピュータ２に接
続されている複数のディスク装置（ファイル装置または
ＲＡＩＤ装置）５、５１、５２、５３、５４上のユーザ
データ及びメタデータをアクセスする役割を果たす。
て図面を参照して説明する。本発明の一実施の形態の構
成を示す図１を参照すると、このファイル管理システム
において、ファイルシステム１はホストコンピュータ２
のオペレーティングシステム（ＯＳ）３の一部を構成す
るプログラム（ファイル管理プログラム）であり、ファ
イルアクセスインタフェース４を通してユーザのファイ
ルアクセス要求を受け付け、ホストコンピュータ２に接
続されている複数のディスク装置（ファイル装置または
ＲＡＩＤ装置）５、５１、５２、５３、５４上のユーザ
データ及びメタデータをアクセスする役割を果たす。
【００１６】ホストコンピュータ２には複数のディスク
装置５１から５４が接続されていて、どのディスク装置
のどこにユーザデータを格納するかは、ファイルシステ
ム１が全て決定する。ファイルシステム１はデータ格納
対象のディスク装置５を決定すると、ディスクドライバ
６と呼ばれるＯＳ３の構成プログラムにＩ／Ｏ装置イン
タフェース７を通して入出力を依頼する。このインタフ
ェース７では、ディスク装置番号、装置内のブロック番
号、ブロック数が渡される。
装置５１から５４が接続されていて、どのディスク装置
のどこにユーザデータを格納するかは、ファイルシステ
ム１が全て決定する。ファイルシステム１はデータ格納
対象のディスク装置５を決定すると、ディスクドライバ
６と呼ばれるＯＳ３の構成プログラムにＩ／Ｏ装置イン
タフェース７を通して入出力を依頼する。このインタフ
ェース７では、ディスク装置番号、装置内のブロック番
号、ブロック数が渡される。
【００１７】デバイスドライバ６は個々のディスク装置
５のインタフェースの違いを上位プログラムであるファ
イルシステム１から遮断するために設けられている。こ
のデバイスドライバ６はファイルシステム１から要求を
受け取ると、各装置固有のインタフェースに変換し、Ｉ
／Ｏ装置インタフェース８を通してディスク装置５に送
る。
５のインタフェースの違いを上位プログラムであるファ
イルシステム１から遮断するために設けられている。こ
のデバイスドライバ６はファイルシステム１から要求を
受け取ると、各装置固有のインタフェースに変換し、Ｉ
／Ｏ装置インタフェース８を通してディスク装置５に送
る。
【００１８】ディスク装置５内のどのブロックがどのフ
ァイルに使われているかはファイルシステム１が全て管
理しており、ディスク装置５やデバイスドライバ６は一
切認識できない。ディスク装置５にはユーザデータだけ
でなく、ユーザデータの在り方を管理するメタデータと
呼ばれる管理情報がディスク装置５の複数のブロックに
離散配置されている。
ァイルに使われているかはファイルシステム１が全て管
理しており、ディスク装置５やデバイスドライバ６は一
切認識できない。ディスク装置５にはユーザデータだけ
でなく、ユーザデータの在り方を管理するメタデータと
呼ばれる管理情報がディスク装置５の複数のブロックに
離散配置されている。
【００１９】ディスク装置５は初期化時にホストコンピ
ュータ２に使用可能な領域（パーティション）を通知し
た後は、そのパーティション内のどのブロックがホスト
コンピュータ２で使用されているか、全く認識できな
い。したがって、ホストコンピュータ２がデータを格納
していないブロック（例えば、以前にユーザデータが格
納されていたが、ファイルが消去されたときなど）も意
味のあるデータが格納されているとして制御せざるを得
ないだけでなく、どのブロック同士が互いに関連したも
のであるか（例えば、同じファイルのデータを格納して
いるなど）もディスク装置５は知りようがない。
ュータ２に使用可能な領域（パーティション）を通知し
た後は、そのパーティション内のどのブロックがホスト
コンピュータ２で使用されているか、全く認識できな
い。したがって、ホストコンピュータ２がデータを格納
していないブロック（例えば、以前にユーザデータが格
納されていたが、ファイルが消去されたときなど）も意
味のあるデータが格納されているとして制御せざるを得
ないだけでなく、どのブロック同士が互いに関連したも
のであるか（例えば、同じファイルのデータを格納して
いるなど）もディスク装置５は知りようがない。
【００２０】ファイルシステム１はディスクプールを構
成する任意の個数のディスク装置５１から５４を管理
し、ユーザプログラム９の要求に従ってユーザデータを
ＲＡＩＤレベル１またはＲＡＩＤレベル５により複数の
ディスク装置５１から５４に記憶する。ファイルの生成
がユーザプログラム９から要求されると、ファイルシス
テム１のオープン部１１が制御を受け取り、メタデータ
にこのファイルを示すアドレス変換表（後に詳述）を入
れる。その後、ユーザプログラム９がデータの書き込み
を要求すると、ライト部１２が制御を受け、キャッシュ
制御部１３にキャッシュ（キャッシュメモリ）の割り当
てを依頼する。キャッシュ制御部１３はキャッシュブロ
ックを割り当て、ライト部１２に制御を戻す。
成する任意の個数のディスク装置５１から５４を管理
し、ユーザプログラム９の要求に従ってユーザデータを
ＲＡＩＤレベル１またはＲＡＩＤレベル５により複数の
ディスク装置５１から５４に記憶する。ファイルの生成
がユーザプログラム９から要求されると、ファイルシス
テム１のオープン部１１が制御を受け取り、メタデータ
にこのファイルを示すアドレス変換表（後に詳述）を入
れる。その後、ユーザプログラム９がデータの書き込み
を要求すると、ライト部１２が制御を受け、キャッシュ
制御部１３にキャッシュ（キャッシュメモリ）の割り当
てを依頼する。キャッシュ制御部１３はキャッシュブロ
ックを割り当て、ライト部１２に制御を戻す。
【００２１】ライト部１２が返されたキャッシュブロッ
クにユーザデータを書き込むと、ユーザプログラム９に
復帰する。新規に作成したファイルのデータの書き込み
が終了すると、ユーザプログラム９がファイルのクロー
ズを発行する。この結果、クローズ部１４が制御を受け
取り、ディスクブロック割当部１５を呼んでディスクブ
ロックを割り当て、それまでキャッシュされていたデー
タ及び計算で求めたパリティデータをディスクブロック
に書き込む。その後、新たに割り当てられたディスクブ
ロックのアドレスをメタデータ中のアドレス変換表に設
定する。
クにユーザデータを書き込むと、ユーザプログラム９に
復帰する。新規に作成したファイルのデータの書き込み
が終了すると、ユーザプログラム９がファイルのクロー
ズを発行する。この結果、クローズ部１４が制御を受け
取り、ディスクブロック割当部１５を呼んでディスクブ
ロックを割り当て、それまでキャッシュされていたデー
タ及び計算で求めたパリティデータをディスクブロック
に書き込む。その後、新たに割り当てられたディスクブ
ロックのアドレスをメタデータ中のアドレス変換表に設
定する。
【００２２】ファイルの読み込みをユーザプログラム９
が要求すると、リード部１６に制御が渡る。リード部１
６はキャッシュ制御部１３を呼んで、ディスク装置から
ユーザデータをキャッシュに読み込む。ディスク装置上
のブロックが破壊されこの読み込みが失敗に終わったと
きは、リード部１６にディスクブロック障害が通知され
る。
が要求すると、リード部１６に制御が渡る。リード部１
６はキャッシュ制御部１３を呼んで、ディスク装置から
ユーザデータをキャッシュに読み込む。ディスク装置上
のブロックが破壊されこの読み込みが失敗に終わったと
きは、リード部１６にディスクブロック障害が通知され
る。
【００２３】この通知を受けたリード部１６はアドレス
変換表からデータ修復に必要なブロック群を求めて読み
込んだ後に、読み込んだブロックのデータを使って障害
を起こしたブロックのデータを修復する。修復が完了し
たら、障害を起こしたディスク装置上に新しいブロック
を割り当て、そこに修復したデータを書き出した後、デ
ィスク装置中のアドレス変換表を書き直す。
変換表からデータ修復に必要なブロック群を求めて読み
込んだ後に、読み込んだブロックのデータを使って障害
を起こしたブロックのデータを修復する。修復が完了し
たら、障害を起こしたディスク装置上に新しいブロック
を割り当て、そこに修復したデータを書き出した後、デ
ィスク装置中のアドレス変換表を書き直す。
【００２４】図２は図１におけるディスク装置５へのデ
ータ格納例を示している。ここでは、メタデータはディ
スクプール内の先頭の二つのデイスク装置５１、５２に
格納され、ユーザデータが全てのディスク装置５１、５
２、５３、５４に格納されている。なお、メタデータの
格納には専用のディスク装置を用意してもよい。ユーザ
データは、ユーザの指定がない限りファイルのサイズに
従い冗長化方式が決定され、ファイル単位に選択された
複数のディスク装置に分散配置される。また、メタデー
タは二重化冗長方式で格納される。
ータ格納例を示している。ここでは、メタデータはディ
スクプール内の先頭の二つのデイスク装置５１、５２に
格納され、ユーザデータが全てのディスク装置５１、５
２、５３、５４に格納されている。なお、メタデータの
格納には専用のディスク装置を用意してもよい。ユーザ
データは、ユーザの指定がない限りファイルのサイズに
従い冗長化方式が決定され、ファイル単位に選択された
複数のディスク装置に分散配置される。また、メタデー
タは二重化冗長方式で格納される。
【００２５】図２に示すデータ格納例では、メタデータ
はＲＡＩＤレベル１の領域に格納されて、メタファイル
を構成している。また、ユーザデータはＲＡＩＤレベル
１及びＲＡＩＤレベル５の領域に格納されて、ショート
ファイル（１ブロック未満のファイル）及びラージファ
イル（２ブロック以上のファイル）を構成している。
はＲＡＩＤレベル１の領域に格納されて、メタファイル
を構成している。また、ユーザデータはＲＡＩＤレベル
１及びＲＡＩＤレベル５の領域に格納されて、ショート
ファイル（１ブロック未満のファイル）及びラージファ
イル（２ブロック以上のファイル）を構成している。
【００２６】図３はパリティブロックの配置とパリティ
計算手法を説明する図である。パリティは予め決められ
たあるいはユーザがファイル単位に指定したストライプ
数（Ｓ）単位に作成される。即ち、ユーザファイルをＳ
個のブロック毎に分割して構成したストライプユニット
毎に一個のパリティブロックを付加する。ユーザデータ
及びパリティデータを格納するディスク装置はファイル
生成時にファイル単位にディスクプールの中から決定さ
れる。ここでは、ストライプ数Ｓが３のときに、パリテ
ィブロックがどのように決定されるかを示している。
計算手法を説明する図である。パリティは予め決められ
たあるいはユーザがファイル単位に指定したストライプ
数（Ｓ）単位に作成される。即ち、ユーザファイルをＳ
個のブロック毎に分割して構成したストライプユニット
毎に一個のパリティブロックを付加する。ユーザデータ
及びパリティデータを格納するディスク装置はファイル
生成時にファイル単位にディスクプールの中から決定さ
れる。ここでは、ストライプ数Ｓが３のときに、パリテ
ィブロックがどのように決定されるかを示している。
【００２７】ストライプユニット内にユーザブロックが
一つしか存在しない場合には、同じ内容を持つパリティ
ブロックが作成される。二つのユーザブロックが存在す
る場合は、二つのブロックの内容の排他的論理和を取る
ことによって求められたデータがパリティブロックに書
き込まれる。
一つしか存在しない場合には、同じ内容を持つパリティ
ブロックが作成される。二つのユーザブロックが存在す
る場合は、二つのブロックの内容の排他的論理和を取る
ことによって求められたデータがパリティブロックに書
き込まれる。
【００２８】図４はメタデータの構成を示す。メタデー
タ２０には、ファイル単位に作成されるアドレス変換表
２１と、ディスク装置単位に作成されるスペース管理表
２２が置かれる。図５は図４におけるアドレス変換表２
１の詳細構成を示す。アドレス変換表２１には、ファイ
ルサイズ２１０、オープン表示フラグ２１１、ファイル
のデータが格納されているディスク装置の番号（ディス
ク番号：ｄ０、ｄ１、ｄ２）２１２、ディスク装置毎に
用意されるディスク装置のどのブロックを使っているか
を示す変換部（ｅｘｔｅｎｔ）２１３が設けられる。デ
ィスク装置を追加するときには、メタデータ２０に全体
が空きであることを示す新しいスペース管理表２２を書
き込む。これにより、以降、ディスクブロック割当部
（図１中の１５）はこのディスク装置をブロック割り当
ての候補として取り扱う。
タ２０には、ファイル単位に作成されるアドレス変換表
２１と、ディスク装置単位に作成されるスペース管理表
２２が置かれる。図５は図４におけるアドレス変換表２
１の詳細構成を示す。アドレス変換表２１には、ファイ
ルサイズ２１０、オープン表示フラグ２１１、ファイル
のデータが格納されているディスク装置の番号（ディス
ク番号：ｄ０、ｄ１、ｄ２）２１２、ディスク装置毎に
用意されるディスク装置のどのブロックを使っているか
を示す変換部（ｅｘｔｅｎｔ）２１３が設けられる。デ
ィスク装置を追加するときには、メタデータ２０に全体
が空きであることを示す新しいスペース管理表２２を書
き込む。これにより、以降、ディスクブロック割当部
（図１中の１５）はこのディスク装置をブロック割り当
ての候補として取り扱う。
【００２９】ディスク装置で装置障害が発生すると、全
てのアドレス変換表２１を順に読み込んで、障害を起こ
した装置を使用しているファイルを探す。ファイルが見
つかると、このファイルには割り当てられていないディ
スクプール内の新しいディスク装置を選び、選択したデ
ィスク装置上のブロックに残りの装置上のデータから修
復したデータを書き込み、アドレス変換表２１を更新す
る。
てのアドレス変換表２１を順に読み込んで、障害を起こ
した装置を使用しているファイルを探す。ファイルが見
つかると、このファイルには割り当てられていないディ
スクプール内の新しいディスク装置を選び、選択したデ
ィスク装置上のブロックに残りの装置上のデータから修
復したデータを書き込み、アドレス変換表２１を更新す
る。
【００３０】アドレス変換表２１には、ファイルを更新
モードでオープン中であることを示すオープン表示フラ
グ２１１がある。このフラグ２１１はファイルシステム
のオープン部（図１中の１１）で設定し、クローズ部
（１４）でリセットする。システムダウン後の再立ち上
げ時には、メタファイル中のアドレス変換表２１を順に
読み込み、オープン表示フラグ２１１が立っているファ
イルに対しては、パリティを再計算し、パリティブロッ
クに書き戻す。
モードでオープン中であることを示すオープン表示フラ
グ２１１がある。このフラグ２１１はファイルシステム
のオープン部（図１中の１１）で設定し、クローズ部
（１４）でリセットする。システムダウン後の再立ち上
げ時には、メタファイル中のアドレス変換表２１を順に
読み込み、オープン表示フラグ２１１が立っているファ
イルに対しては、パリティを再計算し、パリティブロッ
クに書き戻す。
【００３１】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
同じ複数のディスク装置上に格納するファイルでも、ユ
ーザは信頼性、性能及び記憶コストを勘案してファイル
毎に最適なデータの冗長配置を選択することができる。
この際、ユーザはどのディスク装置にデータを格納する
かを全く意識する必要がなく、システムが負荷等に基づ
いて自動的に決定する。
同じ複数のディスク装置上に格納するファイルでも、ユ
ーザは信頼性、性能及び記憶コストを勘案してファイル
毎に最適なデータの冗長配置を選択することができる。
この際、ユーザはどのディスク装置にデータを格納する
かを全く意識する必要がなく、システムが負荷等に基づ
いて自動的に決定する。
【００３２】また、本発明によれば、ユーザからの指定
がなかった場合、ファイルの種別やファイルの大きさを
キーとし、システムが自動的に最適なデータの冗長配置
をファイル単位に選択できる。
がなかった場合、ファイルの種別やファイルの大きさを
キーとし、システムが自動的に最適なデータの冗長配置
をファイル単位に選択できる。
【００３３】また、本発明によれば、ファイルサイズが
変更された場合、システムが自動的にデータの冗長構成
を変更できる。さらに、本発明によれば、ディスク装置
で障害が発生した場合、複数のディスク装置内の別のデ
ィスク装置上の空き領域を動的に獲得することにより、
冗長性を復旧することができる。このため、予備のディ
スク装置を用意する必要がない。
変更された場合、システムが自動的にデータの冗長構成
を変更できる。さらに、本発明によれば、ディスク装置
で障害が発生した場合、複数のディスク装置内の別のデ
ィスク装置上の空き領域を動的に獲得することにより、
冗長性を復旧することができる。このため、予備のディ
スク装置を用意する必要がない。
【図１】 本発明の一実施の形態におけるファイル管理
システムの構成を示す。
システムの構成を示す。
【図２】 図１のディスク装置へのデータ格納例を示
す。
す。
【図３】 図１のディスク装置におけるパリティブロッ
クの配置とパリティ計算手法を説明するための図であ
る。
クの配置とパリティ計算手法を説明するための図であ
る。
【図４】 図１のディスク装置に格納されるメタデータ
の構成例を示す。
の構成例を示す。
【図５】 図４のメタデータ中のアドレス変換表の構成
例を示す。
例を示す。
１ ファイルシステム ２ ホストコンピュータ ３ オペレーティングシステム ４ ファイルアクセスインタフェース ５ ディスク装置 ６ デバイスドライバ ７、８ Ｉ／Ｏ装置インタフェース ９ ユーザプログラム １１ オープン部 １２ ライト部 １３ キャッシュ制御部 １４ クローズ部 １５ ディスクブロック割当部 １６ リード部 ２０ メタデータ ２１ アドレス変換表 ２２ スペース管理表 ５１、５２、５３、５４ ディスク装置
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き Ｆターム(参考） 5B018 GA04 HA04 HA35 KA21 KA22 MA12 MA14 QA16 5B065 BA01 CA30 EA02 EA12 5B082 CA01 CA08 DE01 DE04 DE05 EA05 GA15 JA01
Claims (7)
- 【請求項１】 ディスクプールとして管理されるととも
に、少なくとも二つが前記ディスクプールの中から動的
に選択され、ユーザデータと前記ユーザデータの在り方
を管理するためのメタデータとのいずれかを冗長記憶す
る複数のファイルを構成する複数のディスク装置と；ホ
ストコンピュータのオペレーティングシステムの一部を
構成し、前記複数のディスク装置を前記ディスクプール
として管理すると共に、前記ファイルを前記メタデータ
に基づいて一括管理するファイルシステムと；を備える
ことを特徴とするファイル管理システム。 - 【請求項２】 前記ファイルシステムは、１ブロック未
満のファイルの場合には、前記ディスクプールの前記複
数のディスク装置のうちの二つを選択し、前記ユーザデ
ータをＲＡＩＤレベル１の冗長化方式で記憶させること
を特徴とする請求項１記載のファイル管理システム。 - 【請求項３】 前記ファイルシステムは、２ブロック以
上のファイルの場合には、前記ディスクプールの前記複
数のディスク装置のうちの三つ以上を選択し、前記ユー
ザデータをＲＡＩＤレベル５の冗長化方式で記憶させる
ことを特徴とする請求項２記載のファイル管理システ
ム。 - 【請求項４】 前記ファイルシステムは、前記メタデー
タを前記ディスクプールの前記複数のディスク装置のう
ちの予め決められた二つにＲＡＩＤレベル１の冗長化方
式で記憶させることを特徴とする請求項３記載のファイ
ル管理システム。 - 【請求項５】 前記メタデータには前記ユーザデータが
格納されている前記ディスク装置のデイスク番号及びデ
ィスク内相対ブロック番号対応のディスクブロック番号
を含むアドレス変換表がファイル単位に格納されている
ことを特徴とする請求項１または４記載のファイル管理
システム。 - 【請求項６】 前記ファイルシステムが前記ファイルを
アクセスするとき、対象ディスク装置でブロック障害が
発生すると、前記アドレス変換表から障害を起こしたブ
ロックの内容を修復するのに必要なディスクブロック群
を求め、これらのディスクブロック群を読み込んでその
データから障害を起こしたブロックのデータを修復し、
修復したデータを同一ディスク装置内の新たに割り当て
た正常なブロックに書き出し、新たに割り当てたディス
クブロック番号を前記アドレス変換表に反映することを
特徴とする請求項５記載のファイル管理システム。 - 【請求項７】 前記ファイルシステムはパリティデータ
の再計算の発生を抑制するために、データ書き込み時に
前記ユーザデータをキャッシュし、前記ファイルのクロ
ーズ時またはキャッシュ不足時までディスクブロックの
割り当てを遅らせることを特徴とする請求項１または６
記載のファイル管理システム。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP26480898A JP3505093B2 (ja) | 1998-09-18 | 1998-09-18 | ファイル管理システム |
| US09/397,865 US6675176B1 (en) | 1998-09-18 | 1999-09-17 | File management system |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP26480898A JP3505093B2 (ja) | 1998-09-18 | 1998-09-18 | ファイル管理システム |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000099282A true JP2000099282A (ja) | 2000-04-07 |
| JP3505093B2 JP3505093B2 (ja) | 2004-03-08 |
Family
ID=17408511
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP26480898A Expired - Fee Related JP3505093B2 (ja) | 1998-09-18 | 1998-09-18 | ファイル管理システム |
Country Status (2)
| Country | Link |
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| US (1) | US6675176B1 (ja) |
| JP (1) | JP3505093B2 (ja) |
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1998
- 1998-09-18 JP JP26480898A patent/JP3505093B2/ja not_active Expired - Fee Related
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1999
- 1999-09-17 US US09/397,865 patent/US6675176B1/en not_active Expired - Fee Related
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