JP2002007174A - 記憶装置のデータ管理システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】ＳＡＮのような高速なデータ転送網に記憶装置
が多数接続される環境にあっても、異なったＯＳのもと
に異なったファイルフォーマットのファイルが混在して
いた。そのために、ストレージ管理はいつもホストのＯ
Ｓの管理下で実現するしかなかった。 【解決手段】ファイルをＯＳに固有なファーマットから
ＳＡＮに共通なフォーマットに変換するＳＡＮ−ＦＳを
持ち、ＳＡＮ−ＦＭに記憶装置内のファイルを管理し、
記憶装置間で共通のファイルでアクセス可能とするＳＡ
Ｎ−ＦＭサーバを備えた。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、異なったフォーマ
ットのデータが混在する計算機システムにおけるファイ
ル記憶管理システムに関する。

【０００２】

【従来の技術】磁気ディスク装置の様な書換え可能な記
憶媒体を用いた記憶装置は従来、ホストと１対１の関係
に有り、ＯＳにその間のデータのやり取りの管理を依存
するという構成となっている。ところで、記憶媒体は年
々、記憶容量の増加、ダウンサイジング化が進み、その
結果、大容量ボリュームを複数個持つ構成のディスクア
レー装置が出現し、更に技術が進んだ現在は、信頼性/
冗長性を持ったＲＡＩＤ装置が実現されている。この記
憶装置は他の装置との接続口であるポートを複数個持
ち、其々のポートにホストが接続可能な、ホストとは１
対多の接続関係になってきている。ところが、ホストか
らの記憶媒体を認識する技術は変わらず、ホストから記
憶装置へのパスを指定し１対１でデータのやり取りをす
る方式を取っている。その結果、ＲＡＩＤ装置内に互換
性の無いフォーマットのデータが混在し、管理をより複
雑なものにしている。

【０００３】更に、このような状況において、近年ＳＡ
Ｎ（Ｓｔｏｒａｇｅ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒｋ）とい
ったストレージのデータ転送の高速化を目的とした技術
が普及してきている。これは、ファイバ（Ｆｉｂｒｅ）
ネット網により多数のホストと記憶装置が接続され、Ｌ
ＡＮに比べて遥かに高速のデータの通信が出来ると共
に、ホストの関与なく記憶装置間でデータの高速転送が
可能なものである。

【０００４】公知例としては例えば、ファイル変換に関
するものとして特開平１１−１３４２２７号公報があ
る。これは、あるＯＳのあるファイルシステムから他の
ＯＳのあるファイルシステムにファイルフォーマットを
変換するものである。これから判るようにこの公知例は
記憶装置がＳＡＮに接続されているような新しい環境に
適合することは考慮されていない。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】以上に述べた様に、従
来の技術は複数のポートを持った記憶装置を異なったＯ
Ｓ（独自のファイルシステムを有する）が共有してい
る。各ＯＳのファイルシステムは独自のファイルフォー
マットでペイロードされた記憶装置内では意味の異なっ
たデータの塊で直接記憶媒体にリード／ライトして目的
のファイルデータを取得している為、互換性の無いデー
タが混在している。

【０００６】この状態では、記憶装置は、“意味の異な
ったＯＳ単位のデータの塊”か“記憶媒体の集合”を単
位としてデータを管理することしか出来ず、記憶装置内
でボリュームを自動的に拡張したりする等のストレージ
管理はいつでもＯＳの管理の下で実現するしかない。

【０００７】本発明の目的は、ＳＡＮの様な高速データ
転送技術を持ったシステムに於いて、記憶装置内で意味
を持った塊（ファイル単位等）でデータを管理し、ＯＳ
の種類を意識することなく、理論的には無制限な容量を
ユーザーに提供できる広範囲なデータ管理を実現するこ
とにある。

【０００８】

【課題を解決するための手段】本発明は、ホストに固有
なフォーマットを持ったデータの意味のある塊（ファイ
ル単位）を、複数の記憶装置間で共通なフォーマットに
変換する機能を有し、更に、これらの複数の記憶装置を
制御するサーバをホストとは別に備えたものであり、こ
れらの記憶装置に共通のファイルシステムを構成し、記
憶装置間で共通の塊（ファイル）でアクセス可能とする
ことを特徴とする。

【０００９】

【発明の実施の形態】以下、発明の実施形態について図
面を用いて説明する。

【００１０】図１で、ホスト−Ａ（Ａ−１）、ホスト−
Ｂ（Ａ−２）、ＳＡＮ−ＦＭ（ファイルマネージャ）
（Ａ−３）、ＳＡＮ−Ｍ（マネージャ）（Ａ−４）、Ｒ
ＡＩＤ−Ａ（Ａ−５）、ＲＡＩＤ−Ｂ（Ａ−６）はＬＡ
Ｎ（Ａ−８）でそれぞれ接続線Ｌ１からＬ６によって接
続されている。又、これらは、ファイバスイッチ（Ａ−
７）経由でＳＡＮ（Ａ−９）に接続ポートＳ１からＳ８
によって接続されている。ホストＡ、Ｂはワークステー
ション、ＳＡＮ−ＦＳ、ＳＡＮ−Ｍはそれぞれサーバー
マネージャーステーション、ＲＡＩＤ−Ａ、ＢはＦｉｂ
ｒｅＩ／Ｆを持ったＲＡＩＤ装置である。ホスト−Ａ、
Ｂ、ＳＡＮ−ＦＳ、ＳＡＮ−Ｍは違ったＯＳで動作して
いる。ホスト−Ａ、Ｂは、ＲＡＩＤ−Ａ、Ｂ内の論理デ
バイス（論理ボリューム）にアクセスすることが可能
で、ＲＡＩＤ−Ａ、Ｂは、独立したＩＤを持ったＦｉｂ
ｒｅポートを複数（Ｓ５〜８）持っていて、その個々の
ポートはＳＡＮ（Ａ−９）に接続できる。

【００１１】図１は１つのファイバスイッチに接続され
た装置を示している。このファイバスイッチは、図示し
ていないがＳＡＮ（Ａ−９）を通して他のファイバスイ
ッチに接続されている。従って、膨大な数のＲＡＩＤが
互いにＳＡＮを通じて接続され得る。

【００１２】図１に示すように、ホストとは分離したＳ
ＡＮ−ＦＭ、ＳＡＮ−Ｍが設けられている。これにより
記憶装置をホストから独立させホストのファイル形式に
関係なく記憶装置間での自由なデータの転送を可能とし
たものである。これが本実施例において特徴の一つとす
るところであり、その構成、動作については後述する。
なお、ここでＲＡＩＤとは記憶部のドライブ単位で冗長
性を持ち、複数のポートを持つ記憶装置を指す。本発明
ではＲＡＩＤに限らずホストの外にある外部記憶装置で
あれば良い。ホストは記憶装置にとって上位装置に当た
る。

【００１３】図２で、ＲＡＩＤ内には、複数の物理デバ
イス（Ｂ−１）（例えばディスクドライブ）で構成され
ている物理デバイス群（Ｂ−２）（物理ボリューム群又
はＥＣＣグループと呼ぶ）が複数存在する。この物理ボ
リュームは良く知られているように論理的に分割され、
任意のサイズの複数の論理ボリューム(Ｂ−４)が構築さ
れる。この論理ボリュームは個々にＬＵＮ（Ｌｏｇｉｃ
ａｌ Ｕｎｉｔ Ｎｕｍｂｅｒ：ディスク−ホスト間の
パスを定義するもの）を持つ。論理ボリュームはポート
に接続が可能で、ホストのWWnとポートのWWnと論理ボリ
ュームが指定されればホストとＲＡＩＤのデータ転送の
パスの条件は揃う。論理ボリュームの構成情報は、ＲＡ
ＩＤ内のＲＡＩＤ−ＤＢにシステム管理情報の一部とし
て管理される。

【００１４】例えば、図２の様な構成を持ったＲＡＩＤ
があった場合、ホストは、ポート０（Ｓ５）からＬＵＮ
０にアクセスをすると論理ボリュームＡ(Ｂ−４)を操作
（データの更新：更新、訂正、削除、追加）することが
可能である。個々のポートに任意のWWｎの名前が付加さ
れているとすると、ホストは、ルート情報（自分自身の
WWｎ、ＲＡＩＤのWWｎ 、ポート０（Ｓ５）、ＬＵＮ
０）を指定して論理ボリュームＡを操作することができ
る。

【００１５】図３は本発明のファイルの変換を模式的に
表したものである。なお、ファイルとは前述した意味の
あるデータの塊の単位の代表的なものであり、以下に、
ファイルを例にとって説明するが別の単位であっても良
い。一般にファイル（１，２，３）は管理部（４，５，
６）と情報部（７，８，９）に分かれている。管理部
（４，５，６）はそのファイル定義の形式がホスト毎に
異なると共に、図のように管理部の付与形式も多様であ
る。即ち、ホストに固有なファイル形式となっている。
本発明では、あたかもホストに固有なファイルに被せる
が如くに共通な形式のファイル管理部（１０，１１，１
２）を管理部（４，５，６）から必要な情報を取り出し
ながら作る。そして、元のホスト固有のファイル（１，
２，３）は全体がその情報部（１３，１４，１５）とし
て取り扱われる。

【００１６】なお、本実施例では情報部（１３，１４，
１５）は後述するＳＡＮ参加ＩＤ（Ｋ−１）で暗号化さ
れる。即ち、変換（２４，２５，２６）はホスト固有な
ファイルに対して共通な管理部を作成することと、情報
部の暗号化を意味する。

【００１７】次に図４によってＳＡＮで共通に取り扱わ
れる論理ボリュームとそのＬＵＮの構造を示す。ファイ
ル（３０、３１，３２）はそれぞれ適当なＬＵＮに格納
される。ＬＵＮはＳＡＮファイルディレクトリ（Ｃ−
１）とファイルエリア（Ｃ−２）に分かれている。ある
ＬＵＮに格納されたファイル（例えば３０）の管理部
（例えば１０）から必要な情報が選択され、ＳＡＮファ
イルディレクトリ（Ｃ−１）に格納され、ファイル（３
０）がファイルエリア（Ｃ−２）に格納される。ファイ
ルエリア（Ｃ−２）に格納されたファイルはＳＡＮファ
イルディレクトリ（Ｃ−１）から取得できるようにリン
クが張られる。

【００１８】論理ボリューム（Ｂ−４）はＳＡＮファイ
ルディレクトリ（Ｃ−１）とファイルエリア（Ｃ−２）
から構成されていて複数のファイルを格納している。Ｓ
ＡＮファイルディレクトリ（Ｃ−１）はファイルディレ
クトリのような階層構造でシステム管理情報(Ｅ−５)等
を管理している。（この階層構造はミラーリング等の信
頼性の都合でファイルやデレクトリが重複することが有
り得る。）ファイルエリア(Ｃ−２)には、実際のファイ
ルデータが格納されている。ＳＡＮファイルデレクトリ
（Ｃ−１）内には、複数のボリュームラベル（Ｃ−１−
１）が存在し、多重な管理が可能となっている。そのボ
リュームラベル（Ｃ−１−１）は、Ｈｏｌｄｅｒ Ｎａ
ｍｅ（Ｃ−１−１０）と１対多の関係を持っている。更
に、Ｈｏｌｄｅｒ Ｎａｍｅ（Ｃ−１−１０）は固有の
属性と名前を持つことが可能で、Ｆｉｌｅ Ｎａｍｅ
（Ｃ−１−１1）と１対多の関係を持っている。Ｆｉｌ
ｅ Ｎａｍｅ（Ｃ−１−１1）は固有の属性と名前を持つ
ことが可能で、所有者名（Ｃ−１−２）、利用者識別名
（Ｃ−１−３）、WWｎ所有者名（Ｃ−１−４）、ＳＣＳ
Ｉ所有者名（Ｃ−１−５）、作成日時（Ｃ−１−６）、
最終変更日時間（Ｃ−１−７）、最終参照日時（Ｃ−１
−８）、ボリュームアトリビュート（Ｃ−１−９）等の
属性を持っている。

【００１９】ボリュームアトリビュート（Ｃ−１−９）
には、ＳＡＮ上のボリュームに関する情報を記録するこ
とが可能である。所有者名（Ｃ−１−２）には、ＳＡＮ
上の管理情報（セキュリティ等）を記録することが可能
である。利用者識別名（Ｃ−１−３）には、ＳＡＮ上の
管理情報（セキュリティ等）を記録することが可能であ
る。WWｎ所有者(Ｃ−１−４）には、ＬＵＮ自身を管理
している接続先（ホスト側）WWnと接続元（ＲＡＩＤ
側）WWnの情報を記録することが可能である。ＳＣＳＩ
所有者（Ｃ−１−５）には、ＬＵＮ自身を管理している
ＳＣＳＩパス情報を記録することが可能である。（接続
先/接続元）作成日（Ｃ−１−６）には、ボリュームを
生成した日時を記録することが可能である。最終変更日
時（Ｃ−１−７）には、ボリューム内のファイルを最後
に変更した日時を記録することが可能である。最終参照
日時（Ｃ−１−８）には、ボリューム内のファイルを最
後に参照した日時を記録することが可能である。

【００２０】更に、Ｆｉｌｅ Ｎａｍｅ（Ｃ−１−１
１）は個々のファイルに対してＦｉｌｅ属性（Ｃ−１−
１3）と、Ｄａｔａ格納領域情報（Ｃ−１−１2）等の属
性を持っている。Ｆｉｌｅ属性（Ｃ−１−１3）には、
グローバル・オーナー（Ｃ−１−１5）と、グローバル
・グループ・オーナー（Ｃ−１−１6）と、ファイルア
トリビュート（Ｃ−１−１4）を持っている。グローバ
ル・オーナー（Ｃ−１−１5）には、操作するオペレー
タ（人間）が任意に決定したオーナー名（パスワード）
を記録し、グローバル・グループ・オーナー（Ｃ−１−
１6）には、操作するオペレータ（人間）が任意に決定
したオーナーグループ名（パスワード）を記録し、ファ
イルアトリビュート（Ｃ−１−１4）は、オペレータが
ファイル操作する時に必要になる個々のファイルの詳細
なＦｉｌｅ属性を記録することが可能で、ＯＳ−ＡP−
ＦＳ等の固有の情報を記録することが可能である。Ｄａ
ｔａ格納領域情報（Ｃ−１−１2）には、ファイルエリ
ア内に格納されたファイルの情報（ファイルポインタ、
ファイルデータ格納アドレス）を持っていて、ファイル
エリア内に格納されたデータがどの様な状態で作成され
たものかを知ることが出来る。

【００２１】図５はＬＵＮからＦｉｌｅ Ｎａｍｅをキ
ーとして抜き出した情報である。これはファイル管理の
ためにホストのＧ−ＤＢ内に格納しておく。これは目的
のファイル名を指定し、そのパス情報を求めて、ホスト
−ＲＡＩＤ間で論理ボリュームにアクセスするためのも
のである。

【００２２】図６はＲＡＩＤ内での管理に使用されるＲ
ＡＩＤ−ＤＢを示す図である。ＲＡＩＤ−ＤＢとはパス
の情報を管理するもので、ボリュームの構成情報、ボリ
ュームの障害情報を記憶するものである。図で、ＲＡＩ
Ｄ固有名(Ｅ−２)は、固有の属性を持つことが可能であ
り、更に、唯一の存在である固有な名前であり、そして
WWｎ所有者名(Ｅ−３)と１対多の関係を持っている。WW
ｎ所有者名(Ｅ−３)は、固有の属性を持つことが可能で
あり、そして、任意の名前を持っていて、（しかし、WW
ｎ所有者名を重複させて、ポート単位にミラーリングを
することができる。）更に、ポートと１対１の関係を持
っていて、そして、ＬＵＮ所有者名(Ｅ−４)とは１対多
の関係を持っている。ＬＵＮ所有者名には、システム管
理情報(Ｅ−５)、システム障害情報(Ｅ−６)等の管理情
報を格納することが可能である。システム管理情報(Ｅ
−５)には、ＲＡＩＤ内のＬＵＮのＳＡＮファイルデレ
クトリ等の情報を記憶する（ＲＡＩＤに依存した物理デ
バイス構成情報も記録してある）。システム障害情報
(Ｅ−６)には、ＰＩＮ、縮退、閉塞等の危機/障害等の
情報を記憶する。

【００２３】図７は図１の詳細を示す図である。図８は
図７の動作を示しており、ホスト固有のファイルをＳＡ
Ｎ形式ファイルに変換してＲＡＩＤに格納する状態を示
したものである。以下図７、図８を合わせて説明する。
図８においてホスト−Ａ、ホスト−Ｂ、ホスト−Ｃに図
７のそれぞれのＦＳによって違ったファイルフォーマッ
トで作成されたそれぞれ異なるホスト固有のフォーマッ
トを持つファイルＧ−１、Ｇ−２、Ｇ−３が存在する。
図８で丸、三角、四角は単に異なるファイルであること
を示したものである。これを図７のＳＡＮ−ＦＳによっ
て同一ＬＵＮに格納/管理できる様に型を変換する(Ｇ−
４、Ｇ−５、Ｇ−６に)。図８で多角形で囲んであるの
はＳＡＮ形式のファイルフォーマットであることを表し
ている。

【００２４】図３で説明したように、ＳＡＮ−ＦＳはフ
ァイルフォーマットをホスト固有の管理部をＳＡＮに共
通なものに変えるのではなく、ＳＡＮ用のファイルフォ
ーマットを被せる方法でファイルフォーマットを変換し
た後ＬＵＮに格納する機能を持つ。更に、変換の際に固
有の鍵でファイルを暗号化する機能を持っている。又、
逆にＬＵＮに格納されたファイル(Ｇ−４、Ｇ−５、Ｇ
−６)を読み出し、元のファイルフォーマット(Ｇ−１、
Ｇ−２、Ｇ−３)に変換する機能を持っている（ＬＵＮ
への読み書きは一般的なファイルシステム（ＦS）のと
同じ様に、変更/参照によりファイルエリアに格納され
たファイルを操作することができる）。ＳＴＲ−Ｃ（Ｓ
ｔｏｒａｇｅ Ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｒ：Ｆ−３、Ｆ−
４）間でのデータ操作で、第三者（クラッカー）からの
介入操作を、転送（発信/着信）時間、独自暗号化フォ
ーマット、ファイル操作履歴等でネットチェックするこ
とが可能となっている。

【００２５】ＳＴＲ−Ｃ（Ｆ−３、Ｆ−４）は、ホスト
から受信したファイル、ＬＵＮから読み込んだファイル
を非同期に仮想空間(Ｇ−７)に割当てる（ステージン
グ）機能を持つ。また、非同期にファイルをホストに送
信することと、ＬＵＮ(Ｇ−８)にファイルを格納する
（デステージング）機能を持つ。ＳＴＲ−Ｃは仮想空間
(Ｇ−７)から実空間(Ｇ−８)へ、実空間(Ｇ−８)から仮
想空間(Ｇ−７)への変換制御/管理/スペース確保を自動
的に行い、資源の有効活用をスムーズに行う機能を持
つ。その際、ＬＵＮ内のＳＡＮファイルデレクトリのデ
ータも更新することが可能である。またＳＴＲ−ＣはＳ
ＡＮ−ＦＳの様なファイルシステムの機能も持ってい
る。ＳＴＲ−Ｃによれば、ホストが一つのトランザクシ
ョンに占有されることなく、ＲＡＩＤ間でファイル操作
をすることが可能である。ＳＴＲ−Ｃはこれらの情報を
リアルタイムにＲＡＩＤ−ＤＢに格納され管理する機能
を持つ。ＲＡＩＤ−ＤＢの更新がされた場合は、ＳＡＮ
−ＦＳ、ＳＡＮ−ＭにＤＢ（ＦＳ−ＤＢ、Ｍ−ＤＢ）の
更新を要求する機能を持っている。又、ＳＡＮ−ＦＭ、
ＳＡＮ−ＭにＲＡＩＤ−ＤＢの更新情報を種類別で臨機
応変に連絡（送信）する機能を持っていて、危機/障害
が発生した時に、リアルタイムにSＡＮ−ＭとＳＡＮ−
ＦＳに危機/障害情報を種類別で臨機応変に連絡（発
信）することが可能である。又、その詳細な危機/障害
情報をＳＡＮ−ＦＭとＳＡＮ−Ｍに種類別で臨機応変に
連絡（送信）することができる。

【００２６】ＳＡＮ−Ｍサーバは、ＳＴＲ−Ｃを通し
て、ＲＡＩＤ−ＤＢの管理情報を取得と書換え（リフレ
ッシュ）を要求する機能を持つ。ＳＴＲ−Ｃからの要求
で、ＳＡＮ−Ｍサーバは、ＳＴＲ−Ｃを通してＲＡＩＤ
−ＤＢの管理情報の取得と書換え（リフレッシュ）を要
求する。ＳＡＮ−Ｍサーバは、ＲＡＩＤ−ＤＢで管理さ
れたシステム構成情報やシステム管理情報を取得し、Ｍ
−ＤＢで管理することが可能である。ＳＡＮ−Ｍサーバ
はＳＡＮ−ＦＳサーバにＦＭ−ＤＢの更新を要求する機
能を持ち、システム管理情報を送信する機能を持ってい
る。ＳＡＮ−ＭサーバはＳＴＲ−Ｃがリアルタイムに発
信する危機/障害情報を受信することが可能で、ホスト
とＳＡＮ−ＦＭに障害情報を場合によりリアルタイムに
連絡する機能を持っている。また、ＳＡＮ−Ｍサーバは
ホストかＳＡＮ−ＦＭの要求で障害情報を送信すること
が可能で、ＲＡＩＤ内の論理ボリュームを生成する機能
を持っている(論理ボリューム構築はシステム管理情報
の一部）。ＳＡＮ−Ｍサーバは、一つのＳＡＮ環境グル
ープの一括した管理をする。

【００２７】ＳＡＮ−ＦＳサーバは、ホストがＳＡＮ−
ＦＭサーバにアクセスして管理エリアのファイルを操作
（作成、更新、削除、参照等）することが可能である。
ＳＡＮ−ＦＳサーバはＳＡＮ−Ｍからシステム管理情報
を取得し、ＦＳ−ＤＢで管理することが可能である。Ｓ
ＡＮ−ＦＳサーバはシステム管理情報をキーとして、Ｓ
ＴＲ−Ｃを通して詳細なＳＡＮファイルデレクトリ情報
を読み書きする機能を持っていて、それで取得した情報
は、ＦＳ−ＤＢで管理する機能を持っている。ＳＡＮ−
ＦＳサーバはＳＴＲ−Ｃがリアルタイムに発信する危機
/障害情報を受信することが可能である。ＳＡＮ−ＦＳ
サーバはホストにその障害情報を場合によりリアルタイ
ムに連絡する機能を持っている。ＳＡＮ−ＦＳサーバは
一つのＳＡＮ環境グループ内のファイルデータをファイ
ル名で一括管理している。

【００２８】Ｄｒｉｖｅｒには、Ｆｉｂｅｒドライバや
ＳＣＳＩドライバやｉｏｃｔｌ（Ｉ／Ｏ Ｃｏｎｔｒｏ
ｌ）ドライバやＦｉｂｅｒドライバが有り、又、それら
をサポートする下層ドライバや上層ドライバが存在し、
ファイルデータをＳＡＮ経由でＲＡＩＤから取得する機
能を持ちＳＡＮ−ＦＳの命令で機能する。

【００２９】ＮＥＴ−Ｍ（Ｆ−９〜Ｆ−１３）は、標準
的なトランスポート・プロトコルでシステム管理情報、
システム障害情報を転送する機能を持っている。

【００３０】ＳＡＮ（Storage Area Network）は、ＬＵ
Ｎ内の情報（詳細なＳＡＮファイルデレクトリ(Ｃ−
１)、ファイルエリア(Ｃ−２)を転送するネットワーク
として利用される。図示していないがＤＢＭＳ（Data B
ase Management System：データベース管理システム）
がＲＡＩＤ−ＤＢ、ＦＭ−ＤＢ、Ｍ−ＤＢ、Ｇ−ＤＢの
データベースを管理する。ファイルシステム（ＦＳ）
は、各ＯＳで違ったファイルフォーマットを持ってい
る。

【００３１】図８に戻って、Ｇ−７に転送された変換後
の各ファイルは、ＲＡＩＤ−Ａの複数個あるＬＵＮの何
れかに格納され得るし、また、ＳＡＮで接続され他のフ
ァイバスイッチに接続された例えばＲＡＩＤ−ＣのＬＵ
Ｎにも格納される。Ｇ−７に格納されたファイルはＳＡ
Ｎに接続されたＲＡＩＤ間で自由にやり取りが出来る。

【００３２】次に、図９及び図１０を用いてＤＢを構築
する場合の処理を説明する。ここでは主に図９の上半部
と図１０が参照される。ＳＡＮ−Ｍは、ＲＡＩＤ−Ａ内
の個々のボリュームを生成（一部システム更新）し、Ｒ
ＡＩＤ−Ａは、生成が終了するとシステムを更新（シス
テム管理情報、システム障害情報等）をしてＲＡＩＤ−
ＤＢを更新し、その更新が完了すると、ＳＡＮ−ＭにＲ
ＡＩＤ−ＤＢ構築完了の応答をする。ＳＡＮ−Ｍは、そ
の応答後、ＲＡＩＤ−ＤＢから必要なシステム管理情報
とシステム障害情報を要求してから取得し、Ｍ−ＤＢを
更新する。

【００３３】ＳＡＮ−Ｍは、Ｍ−ＤＢの更新が終了する
と、ＳＡＮ−ＦＭに対してＦＭ−ＤＢの更新を要求し、
ＳＡＮ−ＦＭは、その要求に対して、ＳＡＮ−Ｍにシス
テム管理情報の送信を要求する。ＳＡＮ−Ｍは、その要
求に対して、ＳＡＮ−ＦＭにシステム管理情報を送信
し、ＳＡＮ−ＦＳは、その情報でＦＳ−ＤＢを更新し、
ＦＳ−ＤＢの構築が終了すると、ＳＡＮ−Ｍに構築完了
の応答し、その後、ＳＡＮ−ＦＳは、その情報から接続
ＲＡＩＤ内の全ボリュームにアクセスし、ＳＡＮファイ
ルデレクトリの詳細な情報を取得し、ＦＳ−ＤＢで管理
する。ホストは、この間のＳＡＮ−Ｍ、ＲＡＩＤ、SＡ
Ｍ−ＦＳへのアクセスはロック状態（禁止）となる。

【００３４】データの転送は、信頼性を高めるために、
場合により１相、２相、３相のコミット処理を行ってい
る。ファイル記憶管理システムＤＢ構築は、ＲＡＩＤ単
位に処理が必要となり、１度設定された状態でのリフレ
ッシュは更新分だけとなる（１度ＤＢが出来ればあとは
差分だけの更新をする）。ファイル記憶管理システムＤ
Ｂ構築のタイミングは、ＳＡＮの管理者（オペレータ）
が任意に設定が可能で、定期的なスケジューリングで更
新を自動化することもできる。

【００３５】次に図１０を用いてＤＢ構築の処理の流れ
を詳細に説明する。ここではＲＡＩＤ−Ａについてのみ
説明するが、ＲＡＩＤ−Ｂについても同様の処理が行な
われる。また、ホストはホスト−Ａについてのみ言及し
ているがホスト−Ｂについても同様である。

【００３６】ＳＡＮ−Ｍがデータベースを作る指揮権を
持っている。ＳＡＮ−Ｍはロック処理をＲＡＩＤ−Ａ、
ＳＡＮ−ＦＭに対して行なう。これに対して、 ＲＡＩ
Ｄ−Ａ、ＳＡＮ−ＦＭはそれぞれロック処理を行ないロ
ック完をＳＡＮ−Ｍに返す。これ以降ホスト−Ａはロッ
クが解除されるまでＲＡＩＤ−Ａのファイルに操作が出
来ない状態になる。

【００３７】次に、ＳＡＮ−ＭはＲＡＩＤ−Ａに対して
リフレッシュ要求を出す。リフレッシュとはデータの更
新をすることである。ＲＡＩＤ−Ａでリフレッシュが終
わるとリフレッシュ完を示す情報をＳＡＮ−Ｍに返す。
ＳＡＮ−Ｍはこれを受けて、情報取得要求を出す。ＲＡ
ＩＤ−Ａはこれに応答して、危機／障害／構成管理情報
を送信する。ＳＡＮ−Ｍはこの情報によりＭ−ＤＢを構
築する。

【００３８】ＳＡＮ−Ｍが構成情報要求することの要求
を出すとこれをトリガとしてＳＡＮ−ＦＭが構成情報要
求を出す。これに応答して、ＳＡＮ−Ｍは構成情報を送
信する。これによって、ＳＡＮ−ＦＭはＦＭ−ＤＢの構
築を行なう。その後、ＳＡＮ−ＦＭとＲＡＩＤ−Ａとの
間で各ＬＵＮ内のＳＡＮファイルディレクトリの取得が
行なわれる。ＲＡＩＤ−Ａ内にはＬＵＮ０からＬＵＮｎ
まであるからここでこれらを順に指定してＳＡＮ−ＦＭ
に繰り返して取得する。そして、ＳＡＮ−ＦＭはその後
構成情報リフレッシュ完をＳＡＮ−Ｍに通知する。する
と、ＳＡＮ−ＭはＲＡＩＤ−Ａ、ＳＡＮ−ＦＭにロック
解除処理を行なう。これに応答してＲＡＩＤ−Ａ、ＳＡ
Ｎ−ＦＭはロック解放完をＳＡＮ−Ｍに返す。これによ
りホスト−Ａはファイルの操作が出来る状態に戻る。こ
のようにして図９のＦＭ−ＤＢにはＲＡＩＤ−Ａの論理
ボリュームの構成情報のＤＢが出来る。

【００３９】次に、ホスト−Ａがファイル操作処理１を
する。これについては図１１，１２を用いて説明する。
そして、また前述のようなＲＡＩＤ−Ａに関するＤＢの
構築処理がなされる。

【００４０】図１１及び図１２を用いて、ファイル記憶
管理システムＤＢ構築の完了した状態で、ＲＡＩＤ−Ａ
で管理されているＡファイルをオペレータＡが、ホスト
−Ａを使って参照/更新するファイル操作の概要を説明
する。

【００４１】ホスト−ＡからオペレータＡが、任意で決
定したグローバルオーナー名(Ｃ−１−１5)とグローバ
ルオーナー・グループ名(Ｃ−１−１6)でＳＡＮ−ＦＭ
にエントリーすると、ＳＡＮ−ＦＭは、受信したグロー
バルオーナー名とグローバルオーナー・グループ名をチ
ェックし、問題がなければ、そのＩＤと、内部鍵と内部
処理で唯一のＳＡＮ参加ＩＤ(Ｋ−１)を生成し、ホスト
−Ａに送信する。ＳＡＮ参加ＩＤ(Ｋ−１)は、ＳＡＮ−
ＦＭ内部で利用されるもので、ホスト−Ａ、オペレータ
Ａには公開しない。オペレータＡは、取得したＳＡＮ参
加ＩＤをＳＡＮ−ＦＭに送信して自分の管理しているシ
ステム管理情報を取得し、Ｇ−ＤＢで管理する。オペレ
ータＡは、その取得した情報からＡファイルの存在とル
ート情報を知ることが可能で、ＳＡＮ−ＦＭにＡファイ
ル操作要求をＡファイル名(Ｋ−２)をＳＡＮ参加ＩＤに
付加して依頼する。ＳＡＮ−ＦＭは、それを受信しＡフ
ァイルの操作に問題がなければ、Ａファイルのアクセス
権、セキュリティ、識別鍵等に利用するＡファイル操作
ＩＤ(Ｋ−３)を生成する。

【００４２】次にＳＡＮ−ＦＭは、ＲＡＩＤ−ＡにＡフ
ァイル操作ＩＤ（Ｋ−３）を付加してＡファイルのステ
ージング処理を要求する。ＲＡＩＤ−Ａは、その命令で
Ａファイルを実空間(Ｇ−８)から仮想空間(Ｇ−７)に移
動し、そのＡファイルにＡファイル操作ＩＤ（Ｋ−３）
を付加する（ステージング処理）。ステージングされた
Ａファイルは、ＳＡＮ参加ＩＤ（Ｋ−１）で暗号化され
て（暗号化されていない場合は、ＳＴＲ−Ｃで暗号化す
ることが可能である）、Ａファイルが新規の場合は仮の
空間を割当てて、それを行う。また、このＳＡＮ参加Ｉ
ＤをホストとＲＡＩＤ間で持ち、独自のファイルフォー
マットでアクセスすることにより、ホストとＲＡＩＤ間
通信で、改ざんやクラッカーによるデータ操作、データ
のすり替え等のネットチェックすることができる。

【００４３】ＲＡＩＤ−Ａは、そのステージング処理に
問題がなければ、ＳＡＮ−ＦＭにＡファイルアクセス許
可応答をする。ＳＡＮ−ＦＭは、ＲＡＩＤ−Ａからの応
答に問題がなければ、ホスト−ＡにＡファイル操作ＩＤ
（Ｋ−３）を送信し、障害があればその情報をホスト−
Ａに送信する。オペレータＡは、ルート情報と受信した
Ａファイル操作ＩＤ（Ｋ−３）でＲＡＩＤ−ＡにＡファ
イル操作要求を送信し、仮想空間に割当てられたＡファ
イルを取得する。取得したＡファイルは、ＳＡＮ参加Ｉ
Ｄ（Ｋ−１）でネットチェックをして、型変換を行い、
ホスト−Ａの固有のファイルシステム（ＦＳ）で操作で
きるファイルフォーマットに変換／復号する。変換とは
図１２で多角形で囲まれた丸で示したＳＡＮ形式のファ
イルディレクトリが被せられていたファイルを図１２で
丸だけで示したホスト−Ａに固有な形式のファイルに戻
すことを意味する。このようにすることにより、ホスト
−Ａのアプリケーションプログラムがファイルを操作で
きる状態になる。

【００４４】Ａファイルデータの操作（参照/更新）処
理は、ホストとＲＡＩＤ間で行う。オペレータＡが、Ａ
ファイルの操作を終了する時は、ＳＡＮ−ＦＭにＳＡＮ
参加ＩＤ（Ｋ−１）とＡファイル操作ＩＤ（Ｋ−３）を
付加してＡファイル操作終了要求を送信する。ＳＡＮ−
ＦＭは、そのＩＤをチェックし、その命令でＳＡＮ参加
ＩＤとＡファイル操作ＩＤを付加し、ＲＡＩＤ−Ａにデ
ステージング処理を要求する。ＲＡＩＤ−Ａは、そのＩ
Ｄをチェックし、Ａファイルのネットチェックをしてデ
ステージング処理を行い、デステージング処理が正常終
了すると、更新されたＲＡＩＤ−ＤＢの情報をＳＡＮ−
ＦＭに送信する。ＳＡＮ−ＦＭは、その情報でＦS−Ｄ
Ｂを更新し、ホスト−Ａにもその情報を送信する。

【００４５】ホスト−Ａは、その情報で正常/異常終了
かを判断可能で、更新情報でＧ−ＤＢを更新し、オペレ
ータＡに結果を連絡する。ＡファイルのＤＢ更新処理
は、オペレータＡの無意識/意識的な操作で、ファイル
の操作中でも、ＲＡＩＤ−Ａ→ＳＡＮ−ＦＳ→ホスト−
Ａの順にＤＢの更新とコミット処理を行う（ＳＡＮファ
イルデレクトリ情報や、システム管理情報のコミット処
理）。

【００４６】次に、例えばホスト−Ａでファイル処理を
した結果ファイルの容量が大きくなってそのボリューム
に収まりきれなくなるいわゆる容量障害が発生した場合
について説明する。

【００４７】図１３及び図１４でＡファイルの操作中に
容量障害が発生した場合の一実施例でを示す。オペレー
タＡが、ＯＳ−Ｓ０のＡファイル（Ａ File）を操作し
ている時、ＯＳ−Ｓ０のFile−Spaceが必要な領域未満
になった場合、又は、デステージング処理中に格納領域
で問題が発生した場合、ＲＡＩＤ−Ａは、ＳＡＮ−Ｍと
ＳＡＮ−ＦＭに対して「容量障害」メッセージを発信す
る。ＳＡＮ−ＦＭは、「容量障害」メッセージを受信す
ると、オペレータＡのＡファイル操作に障害を与えない
様にする為Ａファイルの更新データ（Ｆｉｌｅ−Ａログ
ファイル）を採取する様にＲＡＩＤ−Ａに要求し、ＲＡ
ＩＤ−Ａは、その命令でＡファイルのロブファイル作成
を開始する（例えば、この間のトランザクション処理は
続行される）。ＳＡＮ−ＦＭは、ＲＡＩＤ−Ａからのロ
グファイル作成開始メッセージを受信すると、ＳＡＮ上
の全ＬＵＮ状態をチェックして、都合の良い空ＬＵＮを
決定して、ＲＡＩＤ−Ａにミラーリング処理（ＯＳ-Ｓ
０→ＯＳ-Ｓ１）を要求する。ミラーリング処理が終わ
ると、ＲＡＩＤ−Ａは、ＳＡＮ−ＦＭに応答する。空き
のあるＬＵＮは図６の構成情報を参照することにより求
められる。具体的には、ＬＵＮ毎の全容量と存在するフ
ァイルの容量の総和を知り、全容量から総和を引くこと
により空き容量が分かる。この空きのあるＬＵＮ内にボ
リュームのコピーを作る。これがミラーリングである。

【００４８】次にＳＡＮ−ＦＭは、ＲＡＩＤ−Ａに一貫
性処理（ＯＳ-Ｓ０→ＯＳ-Ｓ２、ＯＳ-Ｓ１→ＯＳ-Ｓ
３）（重複するファイルの一方のみを消去する）を要求
し、一貫性処理が終わると、ＲＡＩＤ−ＡはＳＡＮ−Ｆ
Ｓに応答する。（ＬＵＮ間かＲＡＩＤ間でファイルの断
片化を防止するために、自動的か故意的にボリューム編
成をすることができる。）次にＳＡＮ−ＦＭは、ＡFile
の回復処理を要求し、ＲＡＩＤ−Ａは、Ｆｉｌｅ−Ａロ
グファイルを使って、現在の状態にＡファイル（Ａ Fil
e）を回復させ、回復後は、Ｆｉｌｅ−Ａログファイル
を自動的に削除が可能である。回復処理が終わると、Ｒ
ＡＩＤ−ＡはＳＡＮ−ＦＳに応答する。Ｆｉｌｅ−Ａの
領域は拡大され確保される。

【００４９】

【発明の効果】書換え可能な記憶媒体を用いた記憶装置
群に格納されたデータを管理装置が、ファイル単位に管
理が可能となり、上位装置はファイル名を指定するだけ
で目的のファイルを操作することが可能となり、上位装
置に依存することなくファイル単位のバックアップとセ
キュリティ管理が可能となり、かつ個々の記憶装置の存
在をユーザシステムに意識させないファイル記憶管理シ
ステムが可能となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のファイル記憶管理システムを示すブロ
ック図である。

【図２】本発明のＲＡＩＤ内部のデバイス構成を示す構
成図である。

【図３】本発明のＳＡＮファイルディレクトリを説明す
る図である。

【図４】本発明のＬＵＮ内の記憶管理を示すＤＢ図であ
る。

【図５】本発明のＬＵＮ内の記憶管理を示すテーブル図
である。

【図６】本発明のＲＡＩＤ内で管理する管理ＤＢ図であ
る。

【図７】本発明のファイル記憶管理システムの機能を示
すブロック図である。

【図８】本発明のファイル変換フローを可視化した構成
図である。

【図９】本発明のファイル記憶管理システムＤＢ構築を
示す構成図である。

【図１０】本発明のファイル記憶管理システムＤＢ構築
を示す流れ図である。

【図１１】本発明のファイル記憶管理システムでのファ
イル操作を示す流れ図である。

【図１２】本発明のファイル記憶管理システムでのファ
イル操作を示す構成図である。

【図１３】本発明のファイル記憶管理システムでの容量
障害処理を示す流れ図である。

【図１４】本発明のファイル記憶管理システムでの容量
障害処理を示す構成図である。

【符号の説明】

Ａ−１・・・ホスト−Ａ、 Ａ−２・・・ホスト−Ｂ、 Ａ−３
・・・ＳＡＮ−ＦＭ、 Ａ−４・・・ＳＡＮ−Ｍ、 Ａ−５・・・
ＲＡＩＤ−Ａ、 Ａ−６・・・ＲＡＩＤＢ、 Ａ−７・・・ファ
イバスイッチ、 Ａ−８・・・ＬＡＮ（Ａ−８）、 Ａ−９・
・・ＳＡＮ、Ｂ−１・・・複数の物理デバイス、Ｂ−２・・・物
理デバイス群、Ｂ−４・・・任意のサイズの論理ボリュー
ム、Ｃ−１・・・ＳＡＮファイルディレクトリ、Ｃ−２・・・
ファイルエリア、Ｃ−１−１・・・複数のボリュームラベ
ル、Ｃ−１−２・・・所有者名、Ｃ−１−３・・・利用者識別
名、Ｃ−１−４・・・WWｎ所有者名、Ｃ−１−５・・・ＳＣＳ
Ｉ所有者名、Ｃ−１−６・・・作成日時、Ｃ−１−７・・・最
終変更日時間、Ｃ−１−８・・・最終参照日時、Ｃ−１−
９・・・ボリュームアトリビュート、Ｃ−１−１０・・・Ｈｏ
ｌｄｅｒ Ｎａｍｅ、Ｃ−１−１1・・・Ｆｉｌｅ Ｎａｍ
ｅ、Ｃ−１−１2・・・Ｄａｔａ格納領域情報、Ｃ−１−１
3・・・Ｆｉｌｅ属性、Ｃ−１−１4・・・ファイルアトリビュ
ート、Ｃ−１−１5・・・グローバル・オーナー、Ｃ−１−
１6・・・グローバル・グループ・オーナー、Ｃ−１−１７
・・・ＳＡＮファイルディレクトリ、Ｅ−２・・・ＲＡＩＤ固
有名、Ｅ−３・・・WWｎ所有者名、 Ｅ−４・・・ＬＵＮ所有
者名、Ｅ−５・・・システム管理情報、Ｅ−６・・・システム
障害情報、Ｆ−１、Ｆ−２・・・ＳＡＮ−ＦＳ、Ｆ−３、
Ｆ−４・・・ＳＴＲ−Ｃ、Ｇ−１、Ｇ−２、Ｇ−３・・・元の
ファイルフォーマット、Ｇ−４、Ｇ−５、Ｇ−６・・・Ｌ
ＵＮに格納されたファイル、Ｇ−７・・・仮想空間、Ｇ−
８・・・実空間、Ｋ−１・・・ＳＡＮ参加ＩＤ、Ｋ−２・・・Ａ
ファイル名、Ｋ−３・・・Ａファイル操作ＩＤ、

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 光岡 芳夫 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 Ｆターム(参考） 5B082 BA13

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数の記憶装置がデータ転送網に接続され
   たシステムにおいて、異なったＯＳに固有の意味のある
   データの塊を、前記データ転送網に共通の意味を持つデ
   ータの単位に変換する変換機構と、ホストから分離され
   て設けられ前記ホストから前記データの単位名を受けて
   前記記憶装置の１つからの前記データの単位の読み出し
   を管理する機構とを備えたことを特徴とする記憶装置の
   データ管理システム。
2. 【請求項２】複数の記憶装置とホストがデータ転送網に
   接続されたシステムにおいて、前記記憶装置からファイ
   ルを取得するホストと、前記ホストと分離して存在する
   ファイルを管理するサーバと、前記ホストの持つ異なっ
   たＯＳに固有のフォーマットのファイルを前記データ転
   送網に共通の意味を持つフォーマットを持つ共通フォー
   マットファイルに変換する変換機構とを有し、前記サー
   バは前記共通フォーマットファイル名で前記ホストから
   ファイルのアクセス許可要求を受けると前記記憶装置の
   前記ファイルのホストへの送信を管理することを特徴と
   する記憶装置のデータ管理システム。
3. 【請求項３】前記サーバは記憶装置に対してファイル操
   作ＩＤを前記アクセス許可要求を受けたファイルに付し
   てステージングを要求し、かつホストに前記ファイル操
   作ＩＤを送信し、前記ホストは前記ファイル操作ＩＤを
   付して前記記憶装置にファイル操作要求を出して当該フ
   ァイルを取得することを特徴とする請求項２記載の記憶
   装置のデータ管理システム。