JP2002149352A - データ記憶制御方法、データ記憶制御装置及びデータ記憶制御プログラムを格納した記録媒体 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 高速性と冗長性の両立を図りつつ、しかも、
障害時に特定の記憶装置へのアクセス集中を緩和できる
データ記憶制御方法及びデータ記憶制御装置を提供す
る。 【解決手段】 データ利用装置１５〜１８に実装された
ドライバ部１５ｂ〜１８ｂは、それぞれが、元データを
ブロック分割し各ブロック単位に複数の記憶ストレージ
に分散記憶する制御手段として機能する。前記ブロック
は、通常使用するプライマリデータのブロックと、当該
プライマリデータに読み出し不可ブロックが存在する場
合にその読み出し不可ブロックの代替ブロックとして読
み出されるセカンダリデータのブロックとからなり、制
御手段は、前記セカンダリブロックを前記複数の記憶ス
トレージに記憶させる際に、前記記憶ストレージの数を
Ｎで表したとき、Ｎブロックごとに最後のｊ個のブロッ
クを先頭のｊ個のブロックと入れ替えながら記憶させる
ようにし、且つ、前記ｊの値をＮブロックごとに１〜Ｎ
−１まで逐次に更新させる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、データ記憶制御方
法、データ記憶制御装置及びデータ記憶制御プログラム
を格納した記録媒体に関する。特に、複数の記憶装置か
ら構成されたデータサーバに適用して好適な技術であっ
て、詳しくは、サーバ規模の増大を回避しつつ、特定の
記憶装置へのアクセス集中を緩和し、しかも、冗長性の
向上を図ったデータ記憶制御方法、データ記憶制御装置
及びデータ記憶制御プログラムを格納した記録媒体に関
する。

【０００２】

【従来の技術】近年、あらゆる分野でディジタルネット
ワーク化が進んでおり、その中核をなすデータ集積装置
（いわゆる、データサーバ）に対して、より一層の高速
性や冗長性などが高いレベルで求められている。

【０００３】たとえば、放送分野を例にとると、従前、
磁気テープデバイスで蓄積されていたデータ（放送番組
の音声データや映像データなど）は、今日では、ディジ
タルデータとしてハードディスクなどの大容量記憶デバ
イスに蓄積されるようになってきた。この種の大容量記
憶デバイスは、単体では磁気テープデバイスの記憶容量
に劣るものの、ＲＡＩＤ（Redundant Arrays of Indepe
ndent(Inexpensive) Disks）等のディスクアレイ技術を
利用することにより、見かけ上の記憶容量を（オペレー
ティングシステムの制限を無視すれば）無制限に大きく
でき、しかも、磁気テープデバイスよりも遙かに高速に
アクセスできるうえ、ランダムアクセスも可能であるた
め、とりわけ、ノンリニア編集を必要とする放送分野に
とって欠かせないものであるが、放送用のデータはスト
リームデータであることから、一定のアクセス性能を保
証しなければならず、この点（高速性）において、一般
的なデータサーバよりも要求性能が厳しく、また、番組
表に沿って秒単位で計画的に送出される放送用データの
喪失は、絶対にあってはならないことであり、この点
（冗長性）においても、バックアップデータの復旧で対
処可能な一般的なデータサーバよりも要求性能が厳し
い。

【０００４】図８は、放送分野で用いられるデータサー
バの概念構成図である。この図において、データサーバ
１は、複数（図では便宜的に３台）の独立した記憶装置
１ａ〜１ｃで構成されており、これらを第１記憶装置１
ａ、第２記憶装置１ｂ及び第３記憶装置１ｃということ
にすると、第１記憶装置１ａ、第２記憶装置１ｂ及び第
３記憶装置１ｃは、ネットワーク２を介して接続された
複数のデータ利用装置（ここではクライアントマシン３
ａ〜３ｄとする。）から自由にアクセスできるようにな
っている。

【０００５】今、第１記憶装置１ａ、第２記憶装置１ｂ
及び第３記憶装置１ｃに、それぞれ放送データＡ、放送
データＢおよび放送データＣが記憶されているものとす
ると、たとえば、クライアントマシン３ａで放送データ
Ａを必要とする場合は、クライアントマシン３ａからネ
ットワーク２を介して第１記憶装置１ａにアクセスし、
放送データＡを読み出せばよい。又は、クライアントマ
シン３ａで放送データＢを必要とする場合は、クライア
ントマシン３ａからネットワーク２を介して第２記憶装
置１ｂにアクセスし、放送データＢを読み出せばよい。
あるいは、クライアントマシン３ａで放送データＣを必
要とする場合は、クライアントマシン３ａからネットワ
ーク２を介して第３記憶装置１ｃにアクセスし、放送デ
ータＣを読み出せばよい。

【０００６】かかる構成における最大の欠点は、同一の
データにアクセス集中が発生した場合、急激にレスポン
スの低下が起こるということである。すなわち、たとえ
ば、第１記憶装置１ａの放送データＡに対して、２台な
いしはそれ以上のクライアントマシンからアクセスがあ
った場合、第１記憶装置１ａは、その要求元のクライア
ントマシンすべてに応答（放送データＡ）を返す必要が
あるが、当然ながら第１記憶装置１ａの応答性能にも限
界があるため、複数アクセスに伴うレスポンスの低下は
回避できないし、その低下の度合いによっては、映像や
音声が途切れて放送データを正常に再生できなくなるこ
ともある。

【０００７】図９は、上記の欠点を解消した改良型デー
タサーバの概念構成図である。なお、図８と同一の要素
には同じ符号を付してある。図９において、データサー
バ４は、複数（図では便宜的に３台）の独立した記憶装
置（第１記憶装置４ａ、第２記憶装置４ｂ及び第３記憶
装置４ｃ）から構成されている点で、図８の第１記憶装
置１ａ、第２記憶装置１ｂ及び第３記憶装置１ｃと共通
するが、そのデータ記憶手法の点で相違する。すなわ
ち、放送データＡ〜放送データＣを固定長のデータブロ
ック（以下、単に「ブロック」という。）Ｂ０、Ｂ１、
Ｂ２、‥‥、Ｂ３２に分けるとともに、各ブロックをそ
れぞれの記憶装置に分散して格納する点で相違する。こ
こで、ブロックＢ０〜Ｂ１０を放送データＡとし、ブロ
ックＢ１１〜Ｂ１８を放送データＢとし、ブロックＢ１
９〜Ｂ３２を放送データＣとすると、たとえば、クライ
アントマシン３ａが放送データＡを必要とする場合は、
Ｂ０→Ｂ１→Ｂ２→、‥‥、→Ｂ１０の順番でそれぞれ
の記憶装置４ａ〜４ｃを巡回的にアクセスすればよい。

【０００８】このようなデータ記憶手法によれば、同一
のデータへのアクセス集中が発生した場合であっても、
巡回周期の一致（同一ブロックの読み出し）が生じない
限り、レスポンスの低下は起こらないから、特に放送分
野のデータサーバとして好適なものとすることができ
る。しかし、かかる改良型データサーバは、アクセス集
中に伴うレスポンスの低下を回避できる点で有益である
が、冗長性の点で見た場合、不十分なものである。複数
の記憶装置４ａ〜４ｃのいずれかに障害が発生した場
合、その記憶装置に格納されていたデータブロックの読
み出しが不可能になるからである。

【０００９】そこで、特開平８−３２９０２１号公報に
は、前述の改良型データサーバの技術に冗長性を加えた
「クライアントサーバシステム」が記載されている。

【００１０】図１０は、上記公報に記載された技術の概
念図である。図示のデータサーバ５は、複数（図では便
宜的に３台）の独立した記憶装置（第１記憶装置５ａ、
第２記憶装置５ｂ及び第３記憶装置５ｃ）を有する点、
並びに、放送データを固定長のブロックＢ０、Ｂ１、Ｂ
２、‥‥に分け、各ブロックをそれぞれの記憶装置５ａ
〜５ｃに巡回的に格納する点で共通するが、通常使用す
る放送データ（以下「プライマリデータ」という。）の
ほかに、コピーされた同一内容の放送データ（以下「セ
カンダリデータ」という。）を格納する点で相違する。
セカンダリデータは、プライマリデータと同様に、固定
長のブロックＢ０、Ｂ１、Ｂ２、‥‥に分けられてお
り、各ブロックをそれぞれの記憶装置５ａ〜５ｃに巡回
的に格納している。格納の仕方は、以下のとおりであ
る。

【００１１】今、第１記憶装置５ａに格納されたプライ
マリデータのブロック群を“ＰＲ１”、第２記憶装置５
ｂに格納されたプライマリデータのブロック群を“ＰＲ
２”、第３記憶装置５ｃに格納されたプライマリデータ
のブロック群を“ＰＲ３”とするとともに、ＰＲ１と同
一内容を持つセカンダリデータのブロック群を“ＳＣ
１”、ＰＲ２と同一内容を持つセカンダリデータのブロ
ック群を“ＳＣ２”、ＰＲ３と同一内容を持つセカンダ
リデータのブロック群を“ＳＣ３”とすると、ＳＣ１は
第２記憶装置５ｂに格納され、ＳＣ２は第３記憶装置５
ｃに格納され、ＳＣ３は第１記憶装置５ａに格納されて
いる。

【００１２】これは、要するに、第１記憶装置５ａの格
納データ（ＰＲ１）のコピーデータ（ＳＣ１）を隣の第
２記憶装置５ｂに格納し、第２記憶装置５ｂの格納デー
タ（ＰＲ２）のコピーデータ（ＳＣ２）を隣の第３記憶
装置５ｃに格納し、さらに、第３記憶装置５ｃの格納デ
ータ（ＰＲ３）のコピーデータ（ＳＣ３）を最初の第１
記憶装置５ａに格納するというものである。

【００１３】これによれば、たとえば、第１記憶装置５
ａに障害が発生してＰＲ１を読み出せなくなった場合
は、そのコピーデータであるＳＣ１を第２記憶装置５ｂ
から読み出して冗長性を確保できるから、たとえば、放
送事故を防止することができる。

【００１４】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上記公
報記載の技術にあっては、冗長性の点で有益なものの、
障害時に特定の記憶装置（コピーデータを読み出す記憶
装置）にアクセス集中が発生しやすく、この点において
解決すべき課題がある。

【００１５】このことを説明すると、図１１において、
たとえば、第１記憶装置５ａに障害が発生した場合、第
１記憶装置５ａのＰＲ１の代わりに、第２記憶装置５ｂ
のＳＣ１が用いられることとなり、第２記憶装置５ｂか
らＢ０、Ｂ３、Ｂ６、Ｂ９が読み出されるが、第２記憶
装置５ｂからは、これに加えてさらに、ＰＲ２のＢ１、
Ｂ４、Ｂ７、Ｂ１０も読み出されるため、第２記憶装置
５ｂに単純計算で２倍のアクセス集中が発生するという
問題点がある。

【００１６】したがって、本発明が解決しようとする課
題は、高速性と冗長性の両立を図りつつ、しかも、障害
時に特定の記憶装置へのアクセス集中を緩和できるデー
タ記憶制御方法及びデータ記憶制御装置を提供すること
にある。

【００１７】

【課題を解決するための手段】本発明は、上記課題を達
成するために、元データをブロック分割し各ブロック単
位に複数の記憶ストレージに分散記憶するデータ記憶制
御において、前記ブロックは、通常使用するプライマリ
データのブロックと、当該プライマリデータに読み出し
不可ブロックが存在する場合にその読み出し不可ブロッ
クの代替ブロックとして読み出されるセカンダリデータ
のブロックとからなり、前記セカンダリブロックを前記
複数の記憶ストレージに記憶させる際に、前記記憶スト
レージの数をＮで表したとき、Ｎブロックごとに最後の
ｊ個のブロックを先頭のｊ個のブロックと入れ替えなが
ら記憶させるようにし、且つ、前記ｊの値をＮブロック
ごとに１〜Ｎ−１まで逐次に更新させる。本発明では、
複数の記憶ストレージに記憶されたプライマリデータの
ブロック配列と、セカンダリデータのブロック配列との
間の相関性がなくなるため、プライマリデータの読み出
し不可ブロックの代わりにセカンダリデータから代替ブ
ロックを読み出す際の特定の記憶ストレージへのアクセ
ス集中が緩和される。

【００１８】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態を詳細
に説明する。図１は、本発明の実施の形態を示すシステ
ム構成模式図であり、このシステムは、データサーバ１
０、ネットワーク１９およびデータ利用装置１５〜１８
などの要素を含む。 ＜データサーバ＞データサーバ１０は、Ｎ個の記憶装置
１１〜１４（以下、Ｎ＝４と仮定して、「第１記憶装置
１１〜第４記憶装置１４」ということもある。）で構成
されている。Ｎ個の記憶装置１１〜１４は、それぞれが
空間的に独立した存在であってもよく、あるいは共通の
ユニットに収められたものであってもよい。要は、シス
テム上でＮ個の独立した記憶要素（以下「記憶ストレー
ジ」又は単に「ストレージ」ということもある。）とし
て認識されるものであればよい。たとえば、ハードディ
スク等の大容量記憶デバイスを内蔵したＮ台のサーバコ
ンピュータであってもよく、又は、１台のサーバコンピ
ュータに内蔵されたＮ個の大容量記憶デバイスであって
もよい。前者の場合、Ｎ台のサーバコンピュータのそれ
ぞれが記憶ストレージになり、後者の場合、Ｎ個の大容
量記憶デバイスのそれぞれが記憶ストレージになる。ま
た、それぞれの記憶ストレージの記憶容量は、オペレー
ティングシステムのＦＳ（ファイルシステム）によって
認識される記憶容量であればよく、たとえば、ＲＡＩＤ
等のディスクアレイ技術によって構築された論理的な記
憶容量であってもよい。

【００１９】第１〜第４記憶装置１１〜１４は、アーキ
テクチャ的に同一の構成を有していることが望ましく、
たとえば、第１記憶装置１１を代表にして説明すると、
第１記憶装置１１は、データ入出力制御部１１ａを備え
るとともに、ハードディスク等の大容量記憶デバイス１
１ｂを備えて構成される。第１記憶装置１１は、データ
入出力制御部１１ａを介して入力された固定長のデータ
ブロック（以下、単に「ブロック」という。）Ｂ＊（＊
はブロック番号：０〜）を大容量記憶デバイス１１ｂに
記憶し、また、読み出し要求のあったブロックＢ＊をデ
ータ入出力管理部１１ａを介して大容量記憶デバイス１
１ｂから読み出して出力する。ブロックＢ＊は、冒頭の
従来技術で説明したように、通常使用するプライマリデ
ータを構成するためのブロックと、冗長用データとして
のセカンダリデータを構成するためのブロックとの二種
類あり、セカンダリデータを構成するブロックＢ＊は、
プライマリデータを構成する同一番号のブロックＢ＊の
読み出しができない場合に、その読み出し不可ブロック
Ｂ＊の代替ブロックとして用いられる。ここで、セカン
ダリデータのブロックＢ＊の配列順は、本実施の形態に
おいて重要なポイントとなるが、これについては後述す
る。

【００２０】＜データ利用装置＞図示のデータ利用装置
１５〜１８は、そのすべて又はその一部で任意のデータ
ファイルを生成することができ、又は、システム外部か
らデータファイルを取り込むことができるものであり、
且つ、当該データファイルをプライマリデータとしてデ
ータサーバ１０にブロックＢ＊単位で記憶させるととも
に、そのプライマリデータのコピーデータをセカンダリ
データとしてデータサーバ１０にブロックＢ＊単位で記
憶させることができるものであり、さらに、データサー
バ１０から所望のプライマリデータをブロックＢ＊単位
に読み出して利用できるとともに、プライマリデータの
任意ブロックＢ＊の読み出しができない場合は、その読
み出し不可ブロックＢ＊の代替としてセカンダリデータ
の同一番号のブロックＢ＊を読み出して利用できるもの
である。

【００２１】データ利用装置１５〜１８は模式的に、そ
れぞれ、アプリケーション部１５ａ〜１８ａ、ドライバ
部１５ｂ〜１８ｂ及びインターフェース部１５ｃ〜１８
ｃなどの要素を備えている。アプリケーション部１５ａ
〜１８ａは、データファイルの利用や生成などに係わる
機能を担当し、ドライバ部１５ｂ〜１８ｂは、アプリケ
ーション部１５ａ〜１８ａからの要求に応答して、セカ
ンダリデータの生成及びプライマリデータとセカンダリ
データのブロック分割並びに各ブロックの記憶ストレー
ジ割当などの機能を担当し、インターフェース部１５ｃ
〜１８ｃは、ネットワーク１９との間でやり取りされる
信号の入出力制御に関する機能を担当する。

【００２２】データ利用装置１５〜１８は、以上の要素
（アプリケーション部１５ａ〜１８ａ、ドライバ部１５
ｂ〜１８ｂ及びインターフェース部１５ｃ〜１８ｃな
ど）を備えるが、たとえば、ＷｉｎｄｏｗｓＮＴ／２０
００（マイクロソフト社の登録商標）やＵＮＩＸ（登録
商標）などの汎用オペレーティングシステムをインスト
ールしたパーソナルコンピュータを利用することができ
る。すなわち、アプリケーション部１５ａ〜１８ａは当
該パーソナルコンピュータ上で動作する、たとえば、放
送番組の編集ツール、記録管理ツール、送出管理ツール
など（図示のシステムを放送番組用のデータサーバシス
テムとした場合）とすることができ、また、インターフ
ェース部１５ｃ〜１８ｃは当該パーソナルコンピュータ
に実装されたネットワークボード等の物理的要素を利用
することができるうえ、さらに、ドライバ部１５ｂ〜１
５ｃは、本実施の形態における特徴的な機能（アプリケ
ーション部１５ａ〜１８ａからの要求に応答して、セカ
ンダリデータの生成及びプライマリデータとセカンダリ
データのブロック分割並びに各ブロックの記憶ストレー
ジ割当などを行う機能）を有していればよいからであ
る。

【００２３】＜ネットワーク＞ネットワーク１９は、デ
ータ利用装置１５〜１８とデータサーバ１０との間を接
続し、所定のプロトコルに従って相互のデータ転送を行
うものである。たとえば、データ利用装置１５〜１８の
それぞれが汎用のパーソナルコンピュータであり、且
つ、データサーバ１０を構成するＮ台の記憶装置１１〜
１４のそれぞれが個別のサーバコンピュータである場
合、ネットワーク１９はイーサネット（登録商標）やＡ
ＴＭ（Asynchronous Transfer Mode）などの物理的ネッ
トワークであってもよく、あるいは、データ利用装置１
５〜１８とデータサーバ１０が一つの筐体に収められて
いる場合、ネットワーク１９はＩＤＥ（Integrated Dri
ve Electronics）やＳＣＳＩ（Small Computer System
Interface）などの物理的ネットワークであってもよ
い。若しくは、データ利用装置１５〜１８とデータサー
バ１０の各々ないしはデータサーバ１０を構成するＮ台
の記憶装置１１〜１５のそれぞれが別フロアや別の建物
または別の場所に分散配置されている場合、ネットワー
ク１９は、その一部にインターネット等の広域ネットワ
ークを含んでいてもよい。

【００２４】＜データサーバ内のデータファイル構造＞
先に説明したように、本実施の形態におけるデータサー
バ１０の内部には、冒頭の実施の形態と同様に、通常使
用するデータファイル（プライマリデータ）と、そのコ
ピーデータ（セカンダリデータ）が記憶される。これら
二種類のデータファイルは、いずれも固定長のデータブ
ロック（ブロックＢ＊）に分けられて分散記憶されるよ
うになっており、そのセカンダリデータの生成およびブ
ロックＢ＊の配置制御並びに読み出し制御は、特に限定
しないが、そのデータファイルの生成元または利用先で
あるデータ利用装置１５〜１８のドライバ部１５ｂによ
って行われるが、まず、その配置制御や読み出し制御の
基本的な考え方について説明する。

【００２５】図１において、データサーバ１０のＮ個の
大容量記憶デバイス１１ｂ〜１４ｂに記憶されたプライ
マリデータとセカンダリデータは、横長の矩形図形で模
式的に表された多数のブロックで構成されており、各ブ
ロックには、接頭語を“Ｂ”とするブロック番号が与え
られている。ここに、図示のブロック番号の書式は便宜
的にＢ＊であり、＊は、０、１、２、‥‥、Ｎ−１、Ｎ
＋０、Ｎ＋１、Ｎ＋２、‥‥、２Ｎ−１、２Ｎ＋０、２
Ｎ＋１、２Ｎ＋２、‥‥、３Ｎ−１、‥‥である。Ｎは
大容量記憶デバイス１１ｂ〜１４ｂの個数（記憶ストレ
ージ数）であり、たとえば、Ｎ＝４とすると、図示のＢ
＊は、Ｂ０、Ｂ１、Ｂ２、Ｂ３、Ｂ４、Ｂ５、Ｂ６、Ｂ
７、Ｂ８、Ｂ９、Ｂ１０、Ｂ１１、‥‥となる。ブロッ
クの並びはブロック番号順（昇順）であり、たとえば、
最終ブロック番号を１５とするＢ０〜Ｂ１５までのブロ
ックで構成されたデータファイルを例にすると、そのプ
ライマリデータのＢ０は第１記憶装置１１に記憶され、
Ｂ１は第２記憶装置１２に記憶され、Ｂ２は第３記憶装
置１３に記憶され、Ｂ３（ＢＮ−１）は第４記憶装置１
４に記憶される。そして、Ｂ１５（Ｂ４Ｎ−１）までこ
の動作が巡回的に繰り返される。

【００２６】一方、セカンダリデータについては、プラ
イマリデータのような単純な昇順巡回ではなく、その一
部の順番が入れ替えられて記憶される点で相違する。す
なわち、図示のように、セカンダリデータのＢ０は第２
記憶装置１２に記憶され、Ｂ１は第３記憶装置１３に記
憶され、Ｂ２（ＢＮ−２）は第４記憶装置１４に記憶さ
れるが、Ｂ３（ＢＮ−１）は最初の第１記憶装置１１に
記憶される。また、次のＢ４（ＢＮ＋０）は第３記憶装
置１３に記憶され、Ｂ５（Ｂ２Ｎ−３）は第４記憶装置
１３に記憶されるが、Ｂ６（Ｂ２Ｎ−２）は最初の第１
記憶装置１１に記憶され、Ｂ７（Ｂ２Ｎ−１）は第２記
憶装置１２に記憶される。また、次のＢ８（Ｂ３Ｎ＋
４）は第４記憶装置１４に記憶されるが、Ｂ９（Ｂ３Ｎ
−３）は最初の第１記憶装置１１に記憶され、Ｂ１０
（Ｂ３Ｎ−２）は第２記憶装置１２に記憶され、Ｂ１１
（Ｂ３Ｎ−１）は第３記憶装置１３に記憶される。この
ように、本実施の形態のセカンダリデータは、Ｎブロッ
クごとに、配列を１ブロック、２ブロック、３ブロッ
ク、‥Ｎ−１ブロックと入れ替えて記憶している点で相
違する。この入れ替えのアルゴリズムについては、後で
詳しく説明するが、要するに、Ｎブロックごとに最後の
ｊ個のブロックを先頭のｊ個のブロックと入れ替えなが
ら記憶させるようにし、且つ、前記ｊの値をＮブロック
ごとに１〜Ｎ−１まで逐次に更新させるというものであ
る。

【００２７】たとえば、図２は、Ｎ＝４とした場合のプ
ライマリデータとセカンダリデータのブロック配列模式
図である。図において、（ａ）は元データのブロック配
列であり、ここではＢ０〜Ｂ１５までの１６ブロックを
例としている。（ｂ）はプライマリデータ、（ｃ）はセ
カンダリデータのブロック配列を示す図であり、いずれ
も、第１記憶装置１１を“ＮＳ０”、第２記憶装置１２
を“ＮＳ１”、第３記憶装置１３を“ＮＳ２”、第４記
憶装置１４を“ＮＳ３”で表している。

【００２８】（ｂ）に示すように、プライマリデータに
ついては、ブロック番号の昇順配列である。すなわち、
その順番は破線で示すようにＢ０、Ｂ１、Ｂ２、Ｂ３、
Ｂ４、‥‥、Ｂ１５であり、格納の順番もＮブロックご
とに「ＮＳ０→ＮＳ１→ＮＳ２→ＮＳ３」を周期的に単
調に繰り返すだけであるが、（ｃ）に示すように、セカ
ンダリデータについては、最初の巡回周期Ｔ０で「ＮＳ
１→ＮＳ２→ＮＳ３→ＮＳ０」、２回目の巡回周期Ｔ１
で「ＮＳ２→ＮＳ３→ＮＳ０→ＮＳ１」、３回目の巡回
周期Ｔ２で「ＮＳ３→ＮＳ０→ＮＳ１→ＮＳ２」、４回
目の巡回周期Ｔ３で「ＮＳ１→ＮＳ２→ＮＳ３→ＮＳ
０」と順不同になっている点で相違する。

【００２９】ここで、４回目の巡回周期Ｔ３の「ＮＳ１
→ＮＳ２→ＮＳ３→ＮＳ０」は、最初の巡回周期Ｔ０の
「ＮＳ１→ＮＳ２→ＮＳ３→ＮＳ０」と同一であるか
ら、Ｎ＝４の場合、「ＮＳ１→ＮＳ２→ＮＳ３→ＮＳ
０」、「ＮＳ２→ＮＳ３→ＮＳ０→ＮＳ１」及び「ＮＳ
３→ＮＳ０→ＮＳ１→ＮＳ２」を１セットにして繰り返
すという〔（Ｎ−１）×Ｎ〕ブロックの周期性があり、
この周期性は元データのブロック数に関わらず不変であ
る。

【００３０】図３は、上記の考え方を適用して構成し
た、Ｎ＝４の場合の具体的なセカンダリデータ配列を示
す図である。第１記憶装置１１に格納されたセカンダリ
データのブロック群ＳＣ１ａはＢ３、Ｂ６、Ｂ９、Ｂ１
５からなり、第２記憶装置１２に格納されたセカンダリ
データのブロック群ＳＣ２ａはＢ０、Ｂ７、Ｂ１０、Ｂ
１２からなり、第３記憶装置１３に格納されたセカンダ
リデータのブロック群ＳＣ３ａはＢ１、Ｂ４、Ｂ１１、
Ｂ１３からなり、第４記憶装置１４に格納されたセカン
ダリデータのブロック群ＳＣ４ａはＢ２、Ｂ５、Ｂ８、
Ｂ１４からなっている。

【００３１】すべての記憶装置１１〜１４が正常に動作
している場合、ネットワーク１９を介して任意のデータ
ファイルが要求されると、記憶装置１１〜１４に記憶さ
れたプライマリデータのデータブロック群ＰＲ１〜ＰＲ
４から順次にブロックＢ＊が読み出されるが、もし、た
とえば、第１記憶装置１１に故障が発生していた場合
は、そのデータブロック群ＰＲ１の代わりに、他の記憶
装置１２〜１４に記憶されたセカンダリデータのデータ
ブロックＳＣ２ａ、ＳＣ３ｂ、ＳＣ４ａの中から読み出
し不可ブロックＢ＊と同一ブロック番号を持つブロック
が読み出される。

【００３２】すなわち、この場合は、ＰＲ１のＢ０、Ｂ
４、Ｂ８、Ｂ１２の代わりに、ＳＣ２ａのＢ０、ＳＣ３
ａのＢ４、ＳＣ４ａのＢ８、ＳＣ２ａのＢ１２が読み出
されることになるが、この代替読み出しによる格別有利
な点は、同一の記憶装置からの読み出しではなく、ＳＣ
２ａ、ＳＣ３ａ及びＳＣ４ａを有する各記憶装置１２〜
１４からの“分散的な読み出し”になることである。そ
して、この分散的な読み出し動作により、特定の記憶装
置へのアクセス集中を緩和でき、本発明の課題達成を図
ることができるのである。

【００３３】＜セカンダリデータの周期性制御＞さて、
上記のとおり、本発明にとって格別有利な点を含む代替
読み出しを行うためには、セカンダリデータの周期性制
御が不可欠である。この周期性については、先にも説明
したとおり、Ｎ＝４とした場合に、「ＮＳ１→ＮＳ２→
ＮＳ３→ＮＳ０」、「ＮＳ２→ＮＳ３→ＮＳ０→ＮＳ
１」及び「ＮＳ３→ＮＳ０→ＮＳ１→ＮＳ２」をセット
にして繰り返すという〔（Ｎ−１）×Ｎ〕ブロックの周
期性を持たせることにあるが、この周期性を実現するた
めには、たとえば、Ｎ＝４とした場合に、図４に示すよ
うな数列マップを生成できればよい。

【００３４】図４において、ｉはブロック番号であり、
Ｍａｐ（ｉ）は各ブロックごとの記憶先アドレスであ
る。ここに、記憶先アドレスは、（Ｃｏｌｕｍｎ，Ｒｏ
ｗ）の書式を持ち、Ｃｏｌｕｍｎは第１記憶装置１１〜
第２記憶装置１４を表し、Ｒｏｗは各々の記憶装置内の
データブロック群ＳＣ１ａ〜ＳＣ４ａのＮブロック単位
を表している。図５は、図３のセカンダリブロックをＣ
ｏｌｕｍｎとＲｏｗの平面座標で表した図であり、この
場合、Ｃｏｌｕｍｎ及びＲｏｗはそれぞれ０〜３の値を
持つ。図４のＭａｐ（ｉ）と図５のブロック配置は一対
一に対応しており、したがって、セカンダリデータのブ
ロックＢｉをデータサーバ１０に記憶させる場合は、ブ
ロック番号ｉに対応する記憶アドレスを図４のＭａｐ
（ｉ）から取り出し、その記憶アドレスにブロックＢｉ
を記憶させればよく、あるいは、セカンダリデータのブ
ロックＢｉをデータサーバ１０から読み出す場合は、ブ
ロック番号ｉに対応する記憶アドレスを図４のＭａｐ
（ｉ）から取り出し、その記憶アドレスに格納されたブ
ロックＢｉを読み出せばよい。

【００３５】＜数列マップの具体的生成法＞図６は、上
記の数列マップを生成可能なアルゴリズムの一例を示す
図である。なお、このアルゴリズムは、あくまでも上記
の数列マップの生成がプログラム手順によって実現可能
であることを実証するものであって、その実用性を証明
するものではない。

【００３６】まず、図示のプログラムで使用する各種変
数を説明すると、ｉｍａｘはセカンダリデータの最終ブ
ロック番号格納用変数であり、Ｎはストレージ数（すな
わち、記憶装置１１〜１４の数）格納用変数である。ま
た、ｉはブロック番号格納用変数であり、Ｃｏｕｎｔは
カウンタ用変数である。さらに、ＢａｓｅＡ、Ｂａｓｅ
Ｂ及びＢａｓｅＣはＣｏｌｕｍｎ値とＲｏｗ値の一時格
納用変数であり、Ｍａｐ（ｉ）は記憶アドレス格納用配
列である。

【００３７】このプログラムを実行すると、最初に、ｉ
ｍａｘに最終ブロック番号（たとえば、図４の例では１
５）をセット（ステップＳ１１）するとともに、Ｎにス
トレージ数（たとえば、図４の例では４）をセット（ス
テップＳ１２）した後、ｉ、Ｃｏｕｎｔ、ＢａｓｅＡ、
ＢａｓｅＢ及びＢａｓｅＣにそれぞれ初期値（ｉ＝０、
Ｃｏｕｎｔ＝０、ＢａｓｅＡ＝０、ＢａｓｅＢ＝０、Ｂ
ａｓｅＣ＝１）をセット（ステップＳ１３）する。そし
て、ｉがｉｍａｘを越えるまで（ステップＳ１４の判定
結果が“ＹＥＳ”となるまで）、以下の処理を繰り返し
実行する。

【００３８】（ステップＳ１５）このステップでは、Ｃ
ｏｕｎｔが〔（Ｎ−１）×Ｎ〕であるか否かを判定す
る。すなわち、図４の周期性〔（Ｎ−１）×Ｎ〕を調べ
て〔（Ｎ−１）×Ｎ〕ごとに、Ｃｏｕｎｔを初期化（＝
０）し、且つ、ＢａｓｅＢを＋１する（ステップＳ１
６、Ｓ１７）。 （ステップＳ１８、Ｓ１９）このステップでは、Ｂａｓ
ｅＡ、ＢａｓｅＢ及びＢａｓｅＣを加算してＣｏｌｕｍ
ｎにセットし、また、ＢａｓｅＡをＲｏｗにセットす
る。 （ステップＳ２０〜Ｓ２１）このステップでは、Ｃｏｌ
ｕｍｎの値がＮ（＝４）以上である場合に、Ｃｏｌｕｍ
ｎの値がＮ以上でなくなるまで、式「Ｃｏｌｕｍｎ＝Ｃ
ｏｌｕｍｎ−Ｎ」を演算する。たとえば、Ｃｏｌｕｍｎ
の値がＮ以上２Ｎ未満であれば、式を１回演算し、ある
いは、Ｃｏｌｕｍｎの値が２Ｎ以上３Ｎ未満であれば、
式を２回演算し、若しくは、Ｃｏｌｕｍｎの値がｍＮ以
上（ｍ＋１）Ｎ未満であれば、式をｍ回演算する（ｍは
３以上の整数）。

【００３９】（ステップＳ２２）このステップでは、Ｃ
ｏｌｕｍｎとＲｏｗを用いてＭａｐ（ｉ）のｉ番目の配
列要素を生成する。図示のステップでは、便宜的に、図
４のＭａｐ（ｉ）の書式“（Ｃｏｌｕｍｎ，Ｒｏｗ）”
に適合させるために、前後に括弧記号“（”、“）”を
付加し、且つ、ＣｏｌｕｍｎとＲｏｗの間にカンマ記号
“，”を付加しているが、これに限定されない。 （ステップＳ２３〜Ｓ２７）このステップでは、Ｂａｓ
ｅＢとＣｏｕｎｔを＋１するとともに、ＢａｓｅＢがＮ
以上である場合はＢａｓｅＢの初期化（＝０）と、Ｂａ
ｓｅＡの＋１を行う。

【００４０】このようなプログラムにおいて、ｉに実際
の値を当てはめて順次インクリメントさせながら具体的
動作を説明する。 ＜ｉ＝０＞ｉ＝０の場合、ＢａｓｅＡ＝０、ＢａｓｅＢ
＝０、ＢａｓｅＣ＝１である。したがって、ステップＳ
１８及びステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝１、Ｒｏｗ＝
０となるから、ステップＳ２２で“（１，０）”という
Ｍａｐ（０）の配列を生成した後、ステップＳ２３及び
ステップＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１する。 ＜ｉ＝１＞ｉ＝１の場合、ＢａｓｅＡ＝０、ＢａｓｅＢ
＝１、ＢａｓｅＣ＝１である。したがって、ステップＳ
１８及びステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝２、Ｒｏｗ＝
０となるから、ステップＳ２２で“（２，０）”という
Ｍａｐ（１）の配列を生成した後、ステップＳ２３及び
ステップＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１する。

【００４１】＜ｉ＝２＞ｉ＝２の場合、ＢａｓｅＡ＝
０、ＢａｓｅＢ＝２、ＢａｓｅＣ＝１である。したがっ
て、ステップＳ１８及びステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ
＝３、Ｒｏｗ＝０となるから、ステップＳ２２で
“（３，０）”というＭａｐ（２）の配列を生成した
後、ステップＳ２３及びステップＳ２４でＢａｓｅＢと
Ｃｏｕｎｔを＋１する。 ＜ｉ＝３＞ｉ＝３の場合、ＢａｓｅＡ＝０、ＢａｓｅＢ
＝３、ＢａｓｅＣ＝１となり、ステップＳ１８及びステ
ップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝４、Ｒｏｗ＝０となるが、
Ｃｏｌｕｍｎ＝４はＮ（＝４）以上の値であるから、ス
テップＳ２１で式「Ｃｏｌｕｍｎ＝Ｃｏｌｕｍｎ−Ｎ」
を演算して、Ｃｏｌｕｍｎを「４−４＝０」に訂正す
る。したがって、Ｃｏｌｕｍｎ＝０、Ｒｏｗ＝０とな
り、ステップＳ２２で“（０，０）”というＭａｐ
（３）の配列を生成した後、ステップＳ２３及びステッ
プＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１する。そし
て、この＋１により、ＢａｓｅＢがＮ以上の値（＝４）
になるから、ステップＳ２６及びステップＳ２７でＢａ
ｓｅＢを初期化（＝０）し、ＢａｓｅＡを＋１する。

【００４２】＜ｉ＝４＞ｉ＝４の場合、ＢａｓｅＡ＝
１、ＢａｓｅＢ＝０、ＢａｓｅＣ＝１となる。したがっ
て、ステップＳ１８及びステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ
＝２、Ｒｏｗ＝１となるから、ステップＳ２２で
“（２，１）”というＭａｐ（４）の配列を生成した
後、ステップＳ２３及びステップＳ２４でＢａｓｅＢと
Ｃｏｕｎｔを＋１する。 ＜ｉ＝５＞ｉ＝５の場合、ＢａｓｅＡ＝１、ＢａｓｅＢ
＝１、ＢａｓｅＣ＝１となる。したがって、ステップＳ
１８及びステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝３、Ｒｏｗ＝
１となるから、ステップＳ２２で“（３，１）”という
Ｍａｐ（５）の配列を生成した後、ステップＳ２３及び
ステップＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１する。 ＜ｉ＝６＞ｉ＝６の場合、ＢａｓｅＡ＝１、ＢａｓｅＢ
＝２、ＢａｓｅＣ＝１となり、ステップＳ１８及びステ
ップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝４、Ｒｏｗ＝１となるが、
Ｃｏｌｕｍｎ＝４はＮ（＝４）以上の値であるから、ス
テップＳ２１で式「Ｃｏｌｕｍｎ＝Ｃｏｌｕｍｎ−Ｎ」
を演算して、Ｃｏｌｕｍｎを「４−４＝０」に訂正す
る。したがって、Ｃｏｌｕｍｎ＝０、Ｒｏｗ＝１とな
り、ステップＳ２２で“（０，１）”というＭａｐ
（６）の配列を生成した後、ステップＳ２３及びステッ
プＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１する。

【００４３】＜ｉ＝７＞ｉ＝７の場合、ＢａｓｅＡ＝
１、ＢａｓｅＢ＝３、ＢａｓｅＣ＝１となり、ステップ
Ｓ１８及びステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝５、Ｒｏｗ
＝１となるが、Ｃｏｌｕｍｎ＝５はＮ（＝４）以上の値
であるから、ステップＳ２１で式「Ｃｏｌｕｍｎ＝Ｃｏ
ｌｕｍｎ−Ｎ」を演算して、Ｃｏｌｕｍｎを「５−４＝
１」に訂正する。したがって、Ｃｏｌｕｍｎ＝１、Ｒｏ
ｗ＝１となり、ステップＳ２２で“（１，１）”という
Ｍａｐ（７）の配列を生成した後、ステップＳ２３及び
ステップＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１する。
そして、この＋１により、ＢａｓｅＢがＮ以上の値（＝
４）になるから、ステップＳ２６及びステップＳ２７で
ＢａｓｅＢを初期化（＝０）し、ＢａｓｅＡを＋１す
る。 ＜ｉ＝８＞ｉ＝８の場合、ＢａｓｅＡ＝２、ＢａｓｅＢ
＝０、ＢａｓｅＣ＝１となる。したがって、ステップＳ
１８及びステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝３、Ｒｏｗ＝
２となるから、ステップＳ２２で“（３，２）”という
Ｍａｐ（８）の配列を生成した後、ステップＳ２３及び
ステップＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１する。

【００４４】＜ｉ＝９＞ｉ＝９の場合、ＢａｓｅＡ＝
２、ＢａｓｅＢ＝１、ＢａｓｅＣ＝１となり、ステップ
Ｓ１８及びステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝４、Ｒｏｗ
＝２となるが、Ｃｏｌｕｍｎ＝４はＮ（＝４）以上の値
であるから、ステップＳ２１で式「Ｃｏｌｕｍｎ＝Ｃｏ
ｌｕｍｎ−Ｎ」を演算して、Ｃｏｌｕｍｎを「４−４＝
０」に訂正する。したがって、Ｃｏｌｕｍｎ＝０、Ｒｏ
ｗ＝２となり、ステップＳ２２で“（０，２）”という
Ｍａｐ（９）の配列を生成した後、ステップＳ２３及び
ステップＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１する。 ＜ｉ＝１０＞ｉ＝１０の場合、ＢａｓｅＡ＝２、Ｂａｓ
ｅＢ＝２、ＢａｓｅＣ＝１となり、ステップＳ１８及び
ステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝５、Ｒｏｗ＝２となる
が、Ｃｏｌｕｍｎ＝５はＮ（＝４）以上の値であるか
ら、ステップＳ２１で式「Ｃｏｌｕｍｎ＝Ｃｏｌｕｍｎ
−Ｎ」を演算して、Ｃｏｌｕｍｎを「５−４＝１」に訂
正する。したがって、Ｃｏｌｕｍｎ＝１、Ｒｏｗ＝２と
なり、ステップＳ２２で“（１，２）”というＭａｐ
（１０）の配列を生成した後、ステップＳ２３及びステ
ップＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１する。

【００４５】＜ｉ＝１１＞ｉ＝１１の場合、ＢａｓｅＡ
＝２、ＢａｓｅＢ＝３、ＢａｓｅＣ＝１となり、ステッ
プＳ１８及びステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝６、Ｒｏ
ｗ＝２となるが、Ｃｏｌｕｍｎ＝６はＮ（＝４）以上の
値であるから、ステップＳ２１で式「Ｃｏｌｕｍｎ＝Ｃ
ｏｌｕｍｎ−Ｎ」を演算して、Ｃｏｌｕｍｎを「６−４
＝２」に訂正する。したがって、Ｃｏｌｕｍｎ＝２、Ｒ
ｏｗ＝２となり、ステップＳ２２で“（２，２）”とい
うＭａｐ（１１）の配列を生成した後、ステップＳ２３
及びステップＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１す
る。そして、この＋１により、ＢａｓｅＢがＮ以上の値
（＝４）になるから、ステップＳ２６及びステップＳ２
７でＢａｓｅＢを初期化（＝０）し、ＢａｓｅＡを＋１
する。

【００４６】＜ｉ＝１２＞ｉ＝１２の場合、ＢａｓｅＡ
＝３、ＢａｓｅＢ＝０、ＢａｓｅＣ＝１となるが、この
段階で、Ｃｏｕｎｔの値が〔（Ｎ−１）×Ｎ〕、すなわ
ち、Ｎ＝４であるため、Ｃｏｕｎｔ＝１２になっている
から、ステップＳ１６及びステップＳ１７でＣｏｕｎｔ
を初期化（＝０）するとともに、ＢａｓｅＣを＋１す
る。したがって、ＢａｓｅＡ＝３、ＢａｓｅＢ＝０、Ｂ
ａｓｅＣ＝２となり、ステップＳ１８及びステップＳ１
９でＣｏｌｕｍｎ＝５、Ｒｏｗ＝３となるが、さらに、
Ｃｏｌｕｍｎ＝５はＮ（＝４）以上の値であるから、ス
テップＳ２１で式「Ｃｏｌｕｍｎ＝Ｃｏｌｕｍｎ−Ｎ」
を演算して、Ｃｏｌｕｍｎを「５−４＝１」に訂正す
る。したがって、Ｃｏｌｕｍｎ＝１、Ｒｏｗ＝３とな
り、ステップＳ２２で“（１，３）”というＭａｐ（１
２）の配列を生成した後、ステップＳ２３及びステップ
Ｓ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１する。 ＜ｉ＝１３＞ｉ＝１３の場合、ＢａｓｅＡ＝３、Ｂａｓ
ｅＢ＝１、ＢａｓｅＣ＝２となり、ステップＳ１８及び
ステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝６、Ｒｏｗ＝３となる
が、Ｃｏｌｕｍｎ＝６はＮ（＝４）以上の値であるか
ら、ステップＳ２１で式「Ｃｏｌｕｍｎ＝Ｃｏｌｕｍｎ
−Ｎ」を演算して、Ｃｏｌｕｍｎを「６−４＝２」に訂
正する。したがって、Ｃｏｌｕｍｎ＝２、Ｒｏｗ＝３と
なり、ステップＳ２２で“（２，３）”というＭａｐ
（１３）の配列を生成した後、ステップＳ２３及びステ
ップＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１する。

【００４７】＜ｉ＝１４＞ｉ＝１４の場合、ＢａｓｅＡ
＝３、ＢａｓｅＢ＝２、ＢａｓｅＣ＝２となり、ステッ
プＳ１８及びステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝７、Ｒｏ
ｗ＝３となるが、Ｃｏｌｕｍｎ＝７はＮ（＝４）以上の
値であるから、ステップＳ２１で式「Ｃｏｌｕｍｎ＝Ｃ
ｏｌｕｍｎ−Ｎ」を演算して、Ｃｏｌｕｍｎを「７−４
＝３」に訂正する。したがって、Ｃｏｌｕｍｎ＝３、Ｒ
ｏｗ＝３となり、ステップＳ２２で“（３，３）”とい
うＭａｐ（１４）の配列を生成した後、ステップＳ２３
及びステップＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１す
る。 ＜ｉ＝１５＞ｉ＝１５の場合、ＢａｓｅＡ＝３、Ｂａｓ
ｅＢ＝３、ＢａｓｅＣ＝２となり、ステップＳ１８及び
ステップＳ１９でＣｏｌｕｍｎ＝８、Ｒｏｗ＝３となる
が、Ｃｏｌｕｍｎ＝８はＮ（＝４）以上の値であるか
ら、ステップＳ２１で式「Ｃｏｌｕｍｎ＝Ｃｏｌｕｍｎ
−Ｎ」を２回演算して、Ｃｏｌｕｍｎを「８−４−４＝
０」に訂正する。したがって、Ｃｏｌｕｍｎ＝０、Ｒｏ
ｗ＝３となり、ステップＳ２２で“（０，３）”という
Ｍａｐ（１５）の配列を生成した後、ステップＳ２３及
びステップＳ２４でＢａｓｅＢとＣｏｕｎｔを＋１す
る。 ＜ｉ＝１６＞ｉ＝１６の場合、ｉｍａｘ（＝１５）を超
えているから、ステップＳ１４の判定結果が“ＹＥＳ”
となり、プログラムを終了する。

【００４８】以上説明したように、このプログラムによ
れば、ｉｍａｘ＝１５、Ｎ＝４を指定するだけで、図４
に示すものと同一の数列マップを生成することができ
る。また、この生成アルゴリズムは、ｉｍａｘおよびＮ
の値を例示以外のものに変更しても有効であり、ｉｍａ
ｘおよびＮの値に対応した数列マップを柔軟に生成する
ことができる。したがって、このプログラムと同一の内
容又は類似思想の内容を持つアルゴリズムを用いて、セ
カンダリデータのブロック記憶制御及びブロック読み出
し制御を行うことにより、特定の記憶装置へのアクセス
集中を緩和したデータ記憶制御方法及びデータ記憶制御
装置を実現することができる。

【００４９】＜データ読み出しの実例＞図７は、４台の
記憶装置１１〜１４（ＮＳ０〜ＮＳ３）のうち１台（ハ
ッチング部分）が故障した場合のデータ読み出し概念図
である。（ａ）はＮＳ０が故障した場合の例、（ｃ）は
ＮＳ１が故障した場合の例、（ｄ）はＮＳ２が故障した
場合の例、（ｅ）はＮＳ３が故障した場合の例である。
ｔ０〜ｔ１５は読み出し時刻であり、（ｂ）は各時刻ご
とに読み出されたブロックＢ０〜Ｂ１５を合成して再生
された元データである。

【００５０】今、ＮＳ０が故障した場合の例（ａ）を参
照すると、時刻ｔ０でＢ０を読み出そうとした場合、こ
のＢ０のプライマリデータはＮＳ０に記憶されている
（図３参照）ため、読み出し不可ブロックである。した
がって、この場合は、先の数列マップを参照して、ブロ
ック番号ｉ＝０の記憶アドレス（１，０）を取得し、こ
のアドレスを用いて、Ｃｏｌｕｍｎ＝１（したがって、
ＮＳ１）で、且つ、Ｒｏｗ＝０（したがって、ＳＣ２ａ
の先頭）に格納されたブロックデータ（Ｂ０）を読み出
せばよい。以下、他のブロックの説明は省略するが、要
するに、プライマリデータに読み出し不可ブロックがあ
る場合は、先の数列マップを参照して、その読み出し不
可ブロックのブロック番号の記憶アドレス（Ｃｏｌｕｍ
ｎ，Ｒｏｗ）を取得し、このアドレスで示されたセカン
ダリデータのブロックデータを代替ブロックデータとし
て読み出せばよいのである。なお、図７中に示す“Ｐ
Ｒ”はプライマリデータからの読み出しブロック、“Ｓ
Ｃ”はセカンダリデータからの代替読み出しブロックを
表している。

【００５１】ここで、それぞれの故障ケース（ａ）、
（ｃ）、（ｄ）及び（ｅ）において、同一の記憶ストレ
ージに連続的なアクセスが発生している箇所は、ＮＳ０
の故障ケース（ａ）では時刻ｔ０とｔ１及びｔ１２とｔ
１３並びにｔ７とｔ８であり、また、ＮＳ１の故障ケー
ス（ｃ）では時刻ｔ１とｔ２及びｔ８とｔ９並びにｔ１
３とｔ１４であり、また、ＮＳ２の故障ケース（ｄ）で
は時刻ｔ２とｔ３及びｔ９とｔ１０並びにｔ１４とｔ１
５であり、また、ＮＳ３の故障ケース（ｅ）では時刻ｔ
３とｔ４及びｔ１０とｔ１１である。これらは、もっぱ
ら二つのブロックデータの連続読み出しであり、冒頭で
説明した従来技術のアクセス集中（図１１のＰＲ２とＳ
Ｃ１の読み出し）に比べてブロック数が少なく軽度のも
のであるから、本実施の形態では、従来技術に比べて、
特定の記憶ストレージ（記憶装置１１〜１４の一つ）に
対するアクセス集中を緩和できるという本発明の課題達
成を図ることができるのである。

【００５２】＜付記＞以上説明したとおり、本実施の形
態におけるポイントは、従来技術に比べて、特定の記憶
ストレージ（記憶装置１１〜１４の一つ）に対するアク
セス集中を緩和するために、セカンダリデータのブロッ
ク配置制御を工夫するというものであり、元のブロック
配列の順番を、最初の巡回周期では最後の１ブロックを
先頭ブロックに回し、２回目の巡回周期では最後の２ブ
ロックを先頭ブロックに回し、３回目の巡回周期では最
後の３ブロックを先頭ブロックに回す‥‥という動作を
繰り返すように工夫した点にあるが、かかる巡回周期の
制御要素の実装位置は、本実施の形態で例示したよう
に、データ利用装置１５〜１８のドライバ部１５ｂ〜１
８ｂとすることができるほか、他の様々なケースが考え
られる。

【００５３】たとえば、かかる巡回周期の制御専用マシ
ンをネットワーク１９に接続して、それぞれのデータ利
用装置１５〜１８から利用したり、あるいは、かかる巡
回制御機能をいくつかの要素に分割してデータ利用装置
１５〜１８やそれぞれの記憶装置１１〜１４に分散化し
たりしてもよい。また、かかる制御要素をハードウェア
とソフトウェアの有機的結合で実現してもよく、この場
合、そのソフトウェア自体に本発明のポイントのすべて
又は一部が含まれる限りにおいて、そのソフトウェア自
体若しくはそのソフトウェアを格納した記録媒体は、本
発明の思想を包含するものである。

【００５４】

【発明の効果】本発明によれば、複数の記憶ストレージ
に記憶されたプライマリデータのブロック配列と、セカ
ンダリデータのブロック配列との間の相関性がなくな
り、その結果、プライマリデータの読み出し不可ブロッ
クの代わりにセカンダリデータから代替ブロックを読み
出す際の特定の記憶ストレージへのアクセス集中が緩和
される。したがって、ブロックデータの分散記憶による
高速性の確保と、セカンダリデータの記憶による冗長性
の確保との両立を図ることができ、しかも、障害発生時
には特定の記憶装置へのアクセス集中を緩和できるデー
タ記憶制御方法及びデータ記憶制御装置を提供すること
ができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施の形態を示すシステム構成模式図
である。

【図２】Ｎ＝４とした場合のプライマリデータとセカン
ダリデータのブロック配列模式図である。

【図３】Ｎ＝４の場合の具体的なセカンダリデータを示
す図である。

【図４】数列マップの一例図である。

【図５】図３のセカンダリブロックをＣｏｌｕｍｎとＲ
ｏｗの平面座標で表した図である。

【図６】数列マップを生成可能なアルゴリズムの一例を
示す図である。

【図７】４台の記憶装置１１〜１４（ＮＳ０〜ＮＳ３）
のうち１台（ハッチング部分）が故障した場合のデータ
読み出し概念図である。

【図８】放送分野で用いられるデータサーバの概念構成
図である。

【図９】改良型データサーバの概念構成図である。

【図１０】公報記載の従来技術の概念図である。

【図１１】従来技術の不都合を説明する図である。

【符号の説明】

Ｂ＊……ブロック、１１〜１４……記憶装置（記憶スト
レージ）、１５ｂ〜１８ｂ……ドライバ部（制御手
段）。

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 元データをブロック分割し各ブロック単
   位に複数の記憶ストレージに分散記憶するデータ記憶制
   御方法において、 前記ブロックは、通常使用するプライマリデータのブロ
   ックと、当該プライマリデータに読み出し不可ブロック
   が存在する場合にその読み出し不可ブロックの代替ブロ
   ックとして読み出されるセカンダリデータのブロックと
   からなり、 前記セカンダリブロックを前記複数の記憶ストレージに
   記憶させる際に、 前記記憶ストレージの数をＮで表したとき、Ｎブロック
   ごとに最後のｊ個のブロックを先頭のｊ個のブロックと
   入れ替えながら記憶させるようにし、且つ、前記ｊの値
   をＮブロックごとに１〜Ｎ−１まで逐次に更新させるこ
   とを特徴とするデータ記憶制御方法。
2. 【請求項２】 元データをブロック分割し各ブロック単
   位に複数の記憶ストレージに分散記憶するデータ記憶制
   御装置において、 前記ブロックは、通常使用するプライマリデータのブロ
   ックと、当該プライマリデータに読み出し不可ブロック
   が存在する場合にその読み出し不可ブロックの代替ブロ
   ックとして読み出されるセカンダリデータのブロックと
   からなり、 前記セカンダリブロックを前記複数の記憶ストレージに
   記憶させる際に、 前記記憶ストレージの数をＮで表したとき、Ｎブロック
   ごとに最後のｊ個のブロックを先頭のｊ個のブロックと
   入れ替えながら記憶させるようにし、且つ、前記ｊの値
   をＮブロックごとに１〜Ｎ−１まで逐次に更新させる制
   御手段を備えたことを特徴とするデータ記憶制御装置。
3. 【請求項３】 元データをブロック分割し各ブロック単
   位に複数の記憶ストレージに分散記憶するデータ記憶制
   御プログラムであって、 前記ブロックは、通常使用するプライマリデータのブロ
   ックと、当該プライマリデータに読み出し不可ブロック
   が存在する場合にその読み出し不可ブロックの代替ブロ
   ックとして読み出されるセカンダリデータのブロックと
   からなり、 前記セカンダリブロックを前記複数の記憶ストレージに
   記憶させる際に、 前記記憶ストレージの数をＮで表したとき、Ｎブロック
   ごとに最後のｊ個のブロックを先頭のｊ個のブロックと
   入れ替えながら記憶させるようにし、且つ、前記ｊの値
   をＮブロックごとに１〜Ｎ−１まで逐次に更新させる制
   御手段を実現するためのプログラムを格納したことを特
   徴とする記録媒体。