JP2001312483A

JP2001312483A - データ共有方法

Info

Publication number: JP2001312483A
Application number: JP2000134231A
Authority: JP
Inventors: Manabu Kitamura; 学北村; Tatsuya Murakami; 達也村上
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 2000-04-28
Filing date: 2000-04-28
Publication date: 2001-11-09

Abstract

(57)【要約】【課題】複数の計算機と複数の記憶装置が相互結合され
た計算機システムにおいて、計算機上のソフトウェアを
一切変更することなくファイルの共有を行う。【解決手段】バックエンドサーバ３は異なるファイル、
データ形式をサポートするホスト１ａ、１ｂ、１ｃに対
し、３つの異なるファイル、データ形式をもつ仮想ディ
スクを提供する。各ホストはそれぞれの仮想ディスクに
対してアクセスを行い、バックエンドサーバはどの仮想
ディスクにアクセスが来たかによって、処理を切り替え
る。ディスク２１ａと２１ｂはファイル形式は異なる
が、同じ内容のファイルが格納される。ホスト１ａがデ
ータ書き込みを行うとディスク２１ａにデータが格納さ
れ、バックエンドサーバ３はファイル形式変換を行って
ディスク２１ｂにその結果を反映し、ホスト１ｃからホ
スト１ａが書き込んだデータを利用する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、情報処理システム
などにおける記憶装置システムのデータ共有方法に係
り、特に、異なる計算機が混在する環境におけるデータ
の共有方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】パソコン、ワークステーション、メイン
フレームなどの異なるアーキテクチャ、オペレーティン
グシステムを採用しているプラットフォームと複数の記
憶装置とを相互に接続し、いわゆる１つのネットワーク
にまとめる動きが盛んになっている。これを一般に、複
数の計算機をイーサネット（登録商標）（Ｅｔｈｅｒｎ
ｅｔ（登録商標））などのネットワークで接続したLAN
(Local Area Network)に対する言葉でSAN (Storage Are
a Network)と呼ぶ。SANは通常ファイバチャネル(Fibr
e Channel)という光ケーブルないし銅線の伝送路を用い
て計算機と記憶装置を接続する。

【０００３】SANにはいくつかの利点があげられている
が、最も期待されている利点は複数の計算機から記憶装
置が共通にアクセスできる環境を提供することである。
記憶装置と複数の計算機が１つの線で接続されることに
より、複数の計算機が共通の記憶装置にアクセスができ
る。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】近年、SANを実現する
ための製品が数多く現れてきているが、実際に上記利点
を生かしたものはない。ひとつの理由としては、既存の
システムに溶け込ませるための技術が不足していること
が挙げられる。例えばデータ共有を実際の環境で使える
ものにするためには物理的に共有するだけでなくデータ
形式の違いを解決する必要がある。プラットフォームの
異なる計算機では、それぞれ取り扱うことのできるデー
タやファイルの形式に大きな違いが有り、記憶装置が物
理的に共有できる形が整っても実際に利用できず、デー
タ形式の違いを吸収するための方法が必要となる。例え
ば特開平09−258908号公報では、いわゆる汎用機の作っ
たファイルをＵＮＩＸ（登録商標）などのいわゆるオー
プンシステムと呼ばれる計算機からアクセスするため、
UNIX計算機側にデータ形式の違いを吸収するソフトウェ
アを置き、メインフレームファイルをアクセスする方法
を開示している。

【０００５】ただし、この方法では、計算機上で実際に
ファイルを利用したいアプリケーションプログラムなど
は、データ形式の違いを吸収するためのソフトウェアを
使って、新たに作り変える必要があり、すでにあるソフ
トウェア資産は利用できない。

【０００６】本発明の目的は、SANにおいて既存のシス
テム、とくにソフトウェアに変更を加えることなくSAN
の利点が生かせる環境を提供することにある。

【０００７】

【課題を解決するための手段】本発明における計算機シ
ステムは、複数のホスト計算機、バックエンド計算機、
少なくとも１つ以上の記憶媒体を有する記憶装置サブシ
ステムと、複数のホスト計算機とバックエンド計算機と
を接続するスイッチとで構成される。ホスト計算機はバ
ックエンド計算機を介して記憶装置サブシステムにアク
セスするが、バックエンド計算機は、ホスト計算機から
はあたかも記憶装置あるいは記憶装置の一部に見える。
ホスト計算機からバックエンド計算機に書き込み要求が
あると、バックエンド計算機では記憶装置サブシステム
に格納されているデータ形式、ファイルシステム形式と
同じ形式にデータを変換して記憶装置サブシステムにデ
ータを書き込む。また、ホスト計算機からバックエンド
計算機に読み出し要求があった場合には、バックエンド
計算機は記憶装置サブシステム内のデータを読み出し、
読み出し要求の合ったホスト計算機で必要としているフ
ァイルシステムの形式、データ形式に変換して、ホスト
計算機へとデータを渡す。

【０００８】

【発明の実施の形態】図１は、本発明を適用した計算機
システムの一実施形態における構成例を示すブロック図
である。計算機システムは、ホスト１ａ、１ｂ、１ｃ
（総称してホスト１と呼ぶ）と、記憶装置サブシステム
２、バックエンドサーバ３、ファイバチャネルスイッチ
４とで構成される。

【０００９】ホスト１ａはオペレーティングシステム１
１ａ、アプリケーション１２ａ、インタフェース１３ａ
から構成される。オペレーティングシステム１１ａ、ア
プリケーション１２ａは実際にはホスト１ａ上のＣＰ
Ｕ、メモリ上で動作するが、これらハードウェアの構成
要素については本発明の内容と関係が無いため省略して
いる。ホスト１ｂ、１ｃについても同様にオペレーティ
ングシステム１１ｂ、アプリケーション１２ｂ、インタ
フェース１３ｂ、あるいはオペレーティングシステム１
１ｃ、アプリケーション１２ｃ、インタフェース１３ｃ
から構成される。なお、オペレーティングシステム１１
ｂ、１１ｃは同じものであるが、オペレーティングシス
テム１１ａは異なるオペレーティングシステムである。
またアプリケーション１２ａ、１２ｂは同じデータ形式
のデータを扱うが、アプリケーション１２ｃはアプリケ
ーション１２ａ、１２ｂとは異なるデータ形式を扱う。
ここでのデータ形式の例としては、例えばアプリケーシ
ョン１２ａはEBCDICコードのファイルを読み書きする
が、アプリケーション１２ｃはASCIIコードのデータを
扱う、あるいはアプリケーション１２ａはXML(eXtensib
le Markup Language)形式のデータを扱うが、アプリケ
ーション１２ｃは通常のテキスト形式のデータを扱う、
などである。

【００１０】記憶装置サブシステム２はディスク２１
ａ、２１ｂ(以下、総称してディスク２１と呼ぶ)、コン
トローラ２２、複数のインタフェース２３ａ、２３ｂと
から構成される。ディスク２１は物理ドライブであって
もよいし、あるいは複数の物理ディスクをまとめて１つ
の論理的なディスク装置に見せかけた論理ドライブであ
っても良い。インタフェース２３ａはバックエンドサー
バ３と接続され、またインタフェース２３ｂはファイバ
チャネルスイッチ４と接続される。

【００１１】バックエンドサーバ３はデータ変換手段３
１、ファイル変換手段３２、仮想デバイスドライバ３
３、インタフェース３４、３５、そしてディスク３６か
ら構成される。データ変換手段３１、ファイル変換手段
３２、仮想デバイスドライバ３３はバックエンドサーバ
３上のＣＰＵ、メモリ上で動作するソフトウェアである
が、ＣＰＵ、メモリなどのハードウェア構成要素に関し
ては本発明の内容と関係ないため省略している。バック
エンドサーバ３はホスト１などと同様のアーキテクチャ
の計算機であり、データ変換手段３１、ファイル変換手
段３２、仮想デバイスドライバ３３は外部からロード、
変更可能である。また、ディスク３５は本実施形態にお
いては通常の磁気ディスクを使用するが、半導体メモリ
で代用可能である。ただし、電源障害などに備え、フラ
ッシュメモリやバッテリバックアップされたメモリを
使用することが望ましい。

【００１２】ファイバチャネルスイッチ４は複数のポー
ト４１ａ、４１ｂ、４１ｃ、４１ｄ、４１ｅ（以下総称
してポート４１と略す）から構成され、ホスト１、記憶
装置サブシステム２、バックエンドサーバ３を相互に接
続するために使用される。ホスト１のインタフェース１
３ａ、１３ｂ、１３ｃはそれぞれファイバチャネルスイ
ッチ４のポート４１ａ、４１ｂ、４１ｃに接続される。
またバックエンドサーバ３のインタフェース３４は記憶
装置サブシステム２のインタフェース２３ａに接続さ
れ、インタフェース３５はファイバチャネルスイッチ４
のポート４１ｅに接続される。また、記憶装置サブシス
テム２のインタフェース２３ｂはファイバチャネルスイ
ッチ４のポート４１ｄに接続される。ポート４１ａ、４
１ｂ、４１ｃはいずれもポート４１ｄ、４１ｅにアクセ
スすることが可能である。そのため、各ホスト１ａ、１
ｂ、１ｃはポート４１ｄから記憶装置サブシステム２の
インタフェース２４を経由して、直接記憶装置サブシス
テム２のディスク２１にアクセスすることもできるし、
またポート４１ｅからバックエンドサーバ３を介して間
接的に記憶装置サブシステム３のディスク２１にアクセ
スすることも可能である。ただし、本実施形態において
は、基本的にホスト１はすべてバックエンドサーバ３を
介して記憶装置サブシステム２にアクセスすることとす
る。

【００１３】バックエンドサーバ３の役割について説明
する。仮想デバイスドライバ３３によって、ホスト１か
ら見てバックエンドサーバ３自体がディスク装置である
かのように見える。本実施形態ではバックエンドサーバ
が３つの論理ユニット(LU)を持ったディスク装置に見え
るものとし、それぞれを仮想ディスク１００、仮想ディ
スク１０１、仮想ディスク１０２と呼ぶことにする。図
２はホストと仮想ディスクと記憶装置サブシステム２内
のディスク２１ａ、２１ｂとの関係を模式的に表したも
のである。仮想ディスク１００、１０１の実体はディス
ク２１ａである。ただし仮想ディスク１０１の実体の一
部はディスク３６にも存在する。そして仮想ディスク１
０２はディスク２１ｂに実体がある。本実施形態では、
ホスト１ａは仮想ディスク１００へ、ホスト１ｂは仮想
ディスク１０１、ホスト１ｃは仮想ディスク１０２へア
クセスを行うものとする。

【００１４】仮想ディスク１００はディスク２１ａとま
ったく同じ物に見える。すなわちホスト１ａが仮想ディ
スク１００のブロック０あるいはブロック１にアクセス
すると、仮想デバイスドライバ３３はディスク２１ａの
ブロック０あるいはブロック１にアクセスする。同様に
仮想ディスク１０２はディスク２１ｂとまったく同じも
のに見える。そのため、ディスク２１ａはホスト１ａの
オペレーティングシステム１１ａの扱うファイルシステ
ムのファイルで、データ内容はアプリケーション１１ａ
の扱うデータ形式のデータが書き込まれ、ディスク２１
ｂにはホスト１ｃのオペレーティングシステム１１ｃの
扱うファイルシステムのファイルで、アプリケーション
１１ｃの扱うデータ形式のデータが書き込まれる。以
下、ホスト１ａのオペレーティングシステム１１ａの扱
うファイルシステムのことをファイルシステムＡと呼
び、ホスト１ｃのオペレーティングシステム１１ｃの扱
うファイルシステムのことをファイルシステムＢと呼
ぶ。

【００１５】一方仮想ディスク１０１はホスト１ｂに対
して、基本的にはディスク２１ａと同じデータ内容のデ
ィスク装置に見せかけるが、ファイル変換手段３２がフ
ァイル形式の変換を行って、ディスク２１ａのファイル
システムがファイルシステムＢであるかのように見せか
ける。これは、ホスト１ｂのオペレーティングシステム
１１ｂの扱うファイルシステムはファイルシステムＢと
同じであるので、ファイルシステムＡの形式の書かれた
ディスク２１ａのデータにはアクセスできないからであ
る。図３はバックエンドサーバ３による仮想ディスク１
０１とディスク２１ａ、ディスク３６との関係を簡単に
示したものである。仮想ディスク１０１、ディスク２１
ａともにそれぞれのディスクの一部領域にファイル管理
情報が格納されている。仮想ディスク１０１のファイル
管理情報２１２は、実際にはディスク３６のある領域に
格納されている。仮想ディスク１０１のファイル管理情
報以外の領域はディスク２１ａにマッピングされてい
る。

【００１６】次に、本実施形態のシステムでの各ホスト
がリード、ライト処理を行った際のバックエンドサーバ
３の処理を説明していく。このシステムでは最初にホス
ト１ａ、１ｂ、１ｃのいずれかがファイルを構築し、デ
ィスク２１ａ、２１ｂの双方に同じファイルを反映して
いく。最初にファイルを構築するホストコンピュータは
どれであっても良いが、本実施形態においてはホスト１
ａが最初にファイルを構築するという前提で説明する。

【００１７】まず、ホスト１ａがディスク２１ａに書き
込んだファイルを、バックエンドサーバがディスク２１
ｂに反映する処理について説明する。バックエンドサー
バ３はホスト１ａがディスク２１ａのどのブロックにデ
ータを書き込んだかを記憶しておくために、ビットマッ
プ１１０を持つ。図４はそのビットマップの内容を表し
た図である。バイト０のビット０から順に、各ビットが
ディスク２１ａにデータが書き込まれたか否かを表す。
ビットが１であれば書き込まれたことを表す。このビッ
トはバックエンドサーバ３が当該ブロックのデータをデ
ィスク２１ａからディスク２１ｂに書き込んだ時点で０
に戻される。

【００１８】次に図５でバックエンドサーバ３がディス
ク２１ａのデータをディスク２１ｂに反映する処理を説
明する。まず、ステップ１１０１でビットマップ１１０
のうち、ファイル管理情報が書かれる領域を参照して、
ビットが１、すなわち書き込みが実施された領域を読み
出す。次に読み出した領域から、ファイル名とそのファ
イルの格納されているブロックアドレスを取り出す(ス
テップ１１０２)。ブロックには複数のファイル情報が
格納されている場合が多いが、その場合、最初のファイ
ルの情報を取り出す。次にステップ１１０２で取り出し
たブロックアドレスに該当するビットマップ１１０の情
報を参照し、対象となるブロックのビットが１か調べる
(ステップ１１０３)。もしビットが１であれば、そのフ
ァイルはホスト１ａにより更新されたことを示すので、
ステップ１１０５以降に進んで対象ファイルをディスク
２１ｂへ反映する処理を行う。ビットが０であれば、そ
のファイルは更新されていないことを示すため、次のフ
ァイル管理情報について、ファイル名とブロックアドレ
スを取り出し(ステップ１１１１)、ステップ１１０３に
戻る。

【００１９】ステップ１１０５では、当該ファイル全体
をディスク２１ａから読み出す。ステップ１１０６で、
ステップ１１０５で読み出したファイルについて、デー
タ変換手段によってデータ形式の変換を行う。ステップ
１１０７ではディスク２１ｂに書き込むべきファイル管
理情報をファイル変換手段３２で作成し、データととも
にファイル管理情報を書き込み、ステップ１１０８でフ
ァイル変換手段３２を用いて論理ユニット１０１のファ
イル管理情報を作り出し、仮想ディスクのファイル管理
情報が置かれる領域、すなわちディスク３６にファイル
管理情報を書き込む。ステップ１１０９で、今回データ
変換を行った領域のビットマップについてビットを０に
する。全てのファイルに関して処理を行ったら(ステッ
プ１１１０)、処理を終了するが、まだ処理を行ってい
ないファイルが残っている場合にはステップ１１１１に
戻り、次のファイルについての処理を行う。

【００２０】図５の処理は、本実施形態の計算機システ
ムが稼動する最初の時点で実施し、その後も定期的にこ
の処理を行う。あるいはディスク２１ａに何らかのデー
タが書き込まれた時点で毎回実施する方法でも良い。

【００２１】同様に、ホスト１ｃがディスク２１ｂにデ
ータを書き込むと、バックエンドサーバ３はディスク２
１ｂからディスク２１ａにデータを反映する。バックエ
ンドサーバ３はホスト１ｃがディスク２１ｂのどのブロ
ックにデータを書き込んだかを記憶しておくビットマッ
プを保有しており、そのビットマップの内容に基づき図
５とほぼ同様の処理を行う。図５との違いは、図５ステ
ップ１１０５では対象のファイルをディスク２１ａから
読み出すが、この場合にはディスク２１ｂから読み出す
点と、ステップ１１０７でディスク２１ｂにデータとフ
ァイル管理情報を書き込むが、この場合にはディスク２
１ａにデータとファイル管理情報を書き込む点が異な
る。

【００２２】これにより、ホスト１ａがディスク２１ａ
にのみデータを書き込んでも、あるいはホスト１ｃがデ
ィスク２１ｂにのみデータを書き込んだだけでも、ディ
スク２１ａ、２１ｂの両方にライト内容は反映される。
また、リード処理の場合、バックエンドサーバ３の仮想
デバイスドライバ３３は、ホスト１ａ、１ｃから要求の
あったブロックアドレスに従って、ディスク２１ａ、２
１ｃの内容を渡すだけでよい。または、データがバック
エンドサーバ３を通過することによるオーバヘッドを削
減したい場合には、ファイバチャネルスイッチ４のポー
ト４１ｄ、記憶装置サブシステム２のインタフェース２
３ｂを経由して直接ディスク２１ａ、２１ｂにアクセス
しても良い。

【００２３】次に、ホスト１ｂが仮想ディスクに対して
データを書き込む時の、バックエンドサーバ３における
処理の流れを説明する。この場合、バックエンドサーバ
３はホスト１ｂが書き込んできた情報がファイル管理情
報であればディスク３６のファイル管理情報を置く領域
に、またファイルのデータ部分であればディスク２１ａ
へ書き込む。これらの処理は仮想デバイスドライバ３３
が実施し、図６がその処理の流れを示すフローチャート
である。

【００２４】ステップ２００１で、まずライト要求のあ
ったブロックのアドレスは仮想ディスクのファイル管理
情報の領域に相当するかチェックする。ファイル管理情
報の領域である場合にはステップ２００２に進み、ライ
ト要求のあったブロックを仮想ディスクのファイル管理
情報の領域、すなわちディスク３６の領域に書き込む。
また、仮想ディスクとディスク２１ａは、ファイルシス
テムは違うが同じファイルが格納されているので、ライ
ト要求のあったファイル管理情報のブロックについて、
ディスク２１ａにも形式は違っても同じファイル管理情
報が存在するはずである。そこでディスク２１ａのファ
イル管理情報を書き換える必要がある。ステップ２００
３ではライト要求のあった仮想ディスクのファイル管理
情報をファイルシステムＡに合うように変換する。ステ
ップ２００４でディスク２１ａにファイル管理情報を書
き込み、ステップ２００５で、ファイル管理情報を書き
込んだブロックアドレスのビットマップを１に更新し、
処理を終了する。また、ステップ２００１でライト要求
のあったブロックのアドレスがファイル管理情報の領域
でないと判定された場合には、ライト対象のデータをデ
ィスク２１ａに書き込み(ステップ２００６)、その後デ
ータを書き込んだディスク２１ａのブロックアドレスの
ビットマップを１に更新して処理を終了する。この処理
では、ホスト１ｂの書き込みによって、ディスク２１ａ
の内容しか更新されないが、ビットマップを１に更新し
ているので、図５の処理が定期的に動作すればディスク
２１ｂにもその内容が反映される。

【００２５】また、ホスト１ｂがリード要求を行ったと
きの処理は図７の通りである。図６のステップ２００１
と同様に、リード処理の場合にも、リード要求のあった
ブロックアドレスは仮想ディスクのファイル管理情報の
領域に相当するかチェックする。管理情報領域に相当す
る場合には、ディスク３６からデータを読み出す(ステ
ップ２１０２)。管理情報領域でない場合には、ディス
ク２１ａからデータを読み出す(ステップ２１０４)。あ
とはホスト１ｂにデータを渡して(ステップ２１０３)、
処理は完了する。

【００２６】これにより、本システムではホスト１のプ
ログラムを一切修正することなく、異なるファイルシス
テム、アプリケーション間でファイルの共用が実現でき
る。また、新たに異なるファイルシステム、アプリケー
ションを持つホストがこのシステムに加わった場合、デ
ータ変換手段３１、ファイル変換手段３２、仮想デバイ
スドライバ３３を変更するだけで、容易に対応できる。

【００２７】また、本実施形態においては、記憶装置サ
ブシステム２はバックエンドサーバの背後に存在した
が、図８のように記憶装置サブシステム２が直接ファイ
バチャネルスイッチにつながる構成であっても実現は可
能である。この場合も各ホスト１は同様にバックエンド
サーバ３の仮想ディスクをアクセスし、バックエンドサ
ーバ３はホスト１からのアクセスがあるとインタフェー
ス３５経由で記憶装置サブシステム３にアクセスして、
図１の構成のときと同様の処理を行う。すなわちインタ
フェース３５はホスト１とのデータのやり取りと、記憶
装置サブシステム２とのデータのやり取りとを兼ねる。
あるいは図９のように、図１ではバックエンドサーバ３
が持っていた仮想デバイスドライバ３３、ファイル変換
手段３２、データ変換手段３１などをファイバチャネル
スイッチ４に持つという構成も可能である。

【００２８】

【発明の効果】本発明によれば、ホストコンピュータの
ソフトウェアの変更をすることなくファイル共有が可能
となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施形態における計算機システムの構
成例を示すブロック図である。

【図２】本発明の実施形態における仮想ディスク１０
０、１０１、１０２とディスク２１ａ、２１ｂ、３６と
の関係を示した模式図である。

【図３】本発明の実施形態における仮想ディスク１０１
のディスク２１ａ、３６に対するマッピングを示した模
式図である。

【図４】バックエンドサーバの持つビットマップを示し
た図である。

【図５】バックエンドサーバがディスク２１ａのデータ
をディスク２１ｂに反映する処理の流れを示すフローチ
ャートである。

【図６】ホスト１ｂが仮想ディスク１０１に対してデー
タを書き込む時の、バックエンドサーバ３における処理
の流れを示すフローチャートである。

【図７】ホスト１ｂが仮想ディスク１０１に対してリー
ド要求を発行した時の、バックエンドサーバ３における
処理の流れを示すフローチャートである。

【図８】本発明を実現するための、別の計算機システム
の構成例を示すブロック図である。

【図９】本発明を実現するための、別の計算機システム
の構成例を示すブロック図である。

【符号の説明】

１ａ…ホスト、１ｂ…ホスト、１ｃ…ホスト、２…記憶
装置サブシステム、３…バックエンドサーバ、４…ファ
イバチャネルスイッチ、１１ａ…オペレーティングシス
テム、１２ｂ…アプリケーション、１３ｃ…インタフェ
ース、１１ａ…オペレーティングシステム、１２ｂ…ア
プリケーション、１３ｃ…インタフェース、１１ａ…オ
ペレーティングシステム、１２ｂ…アプリケーション、
１３ｃ…インタフェース、２１ａ…ディスク、２１ｂ…
ディスク、２２…コントローラ、２３ａ…インタフェー
ス、２３ｂ…インタフェース、３１…データ変換手段、
３２…ファイル変換手段、３３…仮想デバイスドライ
バ、３４…インタフェース、３５…インタフェース、３
６…ディスク、４１ａ…ポート、４１ｂ…ポート、４１
ｃ…ポート、４１ｄ…ポート、４１ｅ…ポート。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続きＦターム(参考） 5B014 EB05 FA11 5B045 BB12 BB23 BB28 BB29 BB47 DD02 DD11 DD15 5B065 BA01 CA11 CC08 CE22 ZA16 5B082 BA13 EA09 GA02

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数の計算機と記憶装置システムとで構
成された計算機システムにおいて、前記記憶装置システ
ムは複数の記憶装置と、前記複数の計算機に対し前記記
憶装置の各々を１つまたは複数の異なる仮想ボリューム
に見せかける手段を有し、前記複数の計算機は前記記憶
装置にアクセスする際に前記複数の仮想ボリュームの各
々にアクセスすることを特徴とする計算機システム。
【請求項２】請求項１における計算機システムにおい
て、前記複数の計算機は異なるファイル形式に従う計算
機システム。
【請求項３】請求項１における記憶装置システムは計
算機と複数の記憶装置を有し、前記仮想ディスクの少な
くとも１つの仮想ボリュームは、ファイルの実データと
ファイル管理情報をそれぞれ異なる記憶装置に格納する
ことを特徴とする記憶装置システム。
【請求項４】請求項３における記憶装置システムは、
前記複数の計算機のうち１つの計算機が書き込んだデー
タをもとに、前記１つの計算機と異なるファイル形式の
データを生成し、前記複数の記憶装置の１つに書き込む
ことを特徴とする記憶装置システム。