JP3119978B2 - ファイル記憶装置及びそのファイル管理方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、複数のディスクをアレ
イ状に接続したディスクアレイ装置などのファイル記憶
装置及びそのファイル管理方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】オフィス内の大量のデータを高速に、し
かも信頼性高く管理するために、記憶するデータに冗長
性を持たせてブロックなどの単位毎に複数のディスクド
ライブに分散して記憶するファイル記憶装置が提案され
ている。この技術は、特開平2-236714号公報や、インタ
ーフェース1993年 4月号の「ディスクの耐故障性と信頼
性を改善するＲＡＩＤ技術」などに記述されている。

【０００３】例えば、図１３に示すように、４台のハー
ドディクスドライブ（ＨＤＤ）構成のＲＡＩＤレベル４
では、１台目から３台目までのＨＤＤの同一ブロックデ
ータに対するパリティデータが４台目のＨＤＤ−４の同
一ブロックに記憶されている。各ＨＤＤのＮブロック目
のデータをそれぞれＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄとすると、 Ａ xor Ｂ xor Ｃ＝Ｄ（ xorは排他的論理和） の関係が成立するようになっている。

【０００４】ここで、１台目のＨＤＤ−１が故障し、読
み出しエラーとなった場合は、 Ｂ xor Ｃ xor Ｄ の演算を行うことによって、ブロックデータＡを復元す
ることができる。

【０００５】このように読み出し時に１台のＨＤＤでエ
ラーが発生した場合、他の３台のＨＤＤの同一ブロック
データから復元することができ、信頼性を向上させるこ
とができる。

【０００６】また、データを読み出す場合は、対応する
ブロックが記憶されている各ＨＤＤに対して同時にアク
セスできるため、高速読み出しが可能となる。

【０００７】しかしながら、このシステムでは、信頼性
を高めるためにパリティデータを常に作成しておかなけ
ればならず、データ書き込み時の処理に時間がかかると
いう問題がある。

【０００８】例えば、図１３に示した１台目のＨＤＤ−
１のＡブロックにデータを書き込む場合は、 （１）データ用ＨＤＤ−１のＡブロック（旧データ）を
読み出す。

【０００９】（２）パリティ用ＨＤＤ−４のＤブロック
（旧パリティ）を読み出す。

【００１０】（３）読み出されたＡブロックとＤブロッ
ク間でｘｏｒ演算を行う。

【００１１】（４）新データと（３）の演算結果データ
間でｘｏｒ演算を行い、新パリティデータを作成する。

【００１２】（５）データ用ＨＤＤ−１のＡブロックに
新データを書き込む。

【００１３】（６）（４）で作成した新パリティデータ
をＨＤＤ−４のＤブロックに書き込む。 このように、
ＨＤＤからの読み出しが２回、書き込みが２回、ｘｏｒ
演算が２回の処理が必要となり、かなりの時間がかかる
ことになる。

【００１４】従来のファイル記憶装置では、図１４に示
すように、ファイルはファイル管理テーブル１２１とア
レイブロック管理テーブル１２２により管理されてい
る。ファイル管理テーブル１２１は、ファイル番号１２
１ａ、存在フラグ１２１ｂ、データ格納用に使用してい
るディスク内のブロック数１２１ｃ、アレイブロック番
号リスト１２１ｄからなる。またアレイブロック管理テ
ーブル１２２は、アレイブロック番号１２２ａおよび使
用フラグ１２２ｂなどからなり、ディスクの全ブロック
の使用／未使用状況を管理している。すなわち、使用フ
ラグ１２２ｂが１の時はファイルとして使用中、０の時
は未使用中を示している。

【００１５】例えば、ファイル番号が１であるファイル
は、使用ブロック数は３で、アレイブロック番号が１、
２、３のブロック内にデータが記憶されている。またア
レイブロック番号が６、７であるブロックはファイルの
データ領域として割り当てられていないことを示してい
る。通常、ブロック当たりのサイズは1024バイトの整数
倍が採用される。なお、ファイルに対してはバイト単位
のサイズ、ファイル名、作成日時等も管理しているが、
ここでは省略した。

【００１６】アレイブロック番号は１から３０００まで
の値をとり、１から１０００まではＨＤＤ−１のブロッ
ク番号１から１０００に対応し、１００１から２０００
まではＨＤＤ−２のブロック番号１から１０００に対応
し、２００１から３０００まではＨＤＤ−３のブロック
番号１から１０００に対応する。

【００１７】ファイルの使用ブロック数を増やす場合に
は、このアレイブロック管理テーブル１２２を参照して
使用されていないアレイブロック番号（図１４の例では
６や７）を求め、対応する使用フラグ１２２ｂを１と
し、このブロックをファイルのデータ領域として使用す
る。ファイルを削除する場合には、未使用になるアレイ
ブロック番号に対応する使用フラグ１２２ｂを０にす
る。

【００１８】このように従来、未使用になるブロック内
のデータおよび関連するパリティに対しては何も処理せ
ず、単にファイル管理テーブル１２１とアレイブロック
管理テーブル１２２内を更新するのみであり、パリティ
データはこの未使用ブロック内のデータを含んだままの
値になっている。そしてこの未使用ブロックが新たにフ
ァイルのデータ領域として割り当てられ、データを書き
込む場合は従来のように２回のＨＤＤ読み出しと、２回
のｘｏｒ演算と、２回のＨＤＤ書き込み処理が必要とな
ってしまう。

【００１９】

【発明が解決しようとする課題】このように、従来のフ
ァイルをＲＡＩＤ方式にてブロック単位で管理している
ファイル記憶装置では、ファイルデータを更新する度
に、２回のファイル読み出し処理と、２回のｘｏｒ演算
と、２回のファイル書き込み処理が必要となり、かなり
の時間を要していた。

【００２０】本発明はこのような課題を解決するための
もので、ファイルデータ書き込み時におけるパリティデ
ータ生成の処理速度の向上を図るとともに、ファイルデ
ータの読み出しエラーが発生した場合のデータ復元処理
の高速化も図ることのできるファイル記憶装置及びその
ファイル管理方法の提供を目的としている。

【００２１】

【課題を解決するための手段】 本発明のファイル記憶
装置は上記した目的を達成するために、複数の第１記憶
媒体にファイルのデータをブロック単位で分散して記憶
するとともに、第２記憶媒体に前記各第１記憶媒体の同
一ブロックのデータに対するパリティデータをブロック
単位で記憶してなるファイル記憶装置において、前記各
第１記憶媒体上の個々のデータブロックがファイルのデ
ータ領域として使用されているか否かを示す第１フラグ
情報及び前記個々のデータブロックの内容がクリア済み
か否かを示す第２フラグ情報を記憶するフラグ記憶手段
と、前記フラグ記憶手段に記憶された各フラグ情報に基
づき、未使用で且つ未クリア状態のデータブロックを検
出する検出手段と、前記検出手段により検出された未使
用で且つ未クリア状態のデータブロックのデータとこの
データブロックに対応する前記第２記憶媒体上の前記パ
リティブロックのパリティデータとに基づいて前記パリ
ティブロックの内容を更新し、そのデータブロックに対
する第２フラグ情報をクリア済みに設定する処理手段
と、第１記憶媒体上のクリア済みのデータブロックに対
する書き込みが生じた場合、対応するパリティブロック
のパリティデータと書き込むデータとに基づいて前記パ
リティブロックの内容を更新し、前記第２フラグ情報を
未クリア状態に設定するパリティデータ作成手段とを具
備している。

【００２２】 また本発明のファイル記憶装置は上記し
た目的を達成するために、複数の第１記憶媒体にファイ
ルのデータをブロック単位で分散して記憶するととも
に、第２記憶媒体に前記各第１記憶媒体の同一ブロック
のデータに対するパリティデータをブロック単位で記憶
してなるファイル記憶装置において、前記各第１記憶媒
体上の個々のデータブロックがファイルのデータ領域と
して使用されているか否かを示す第１フラグ情報及び前
記個々のデータブロックの内容がクリア済みか否かを示
す第２フラグ情報を記憶するフラグ記憶手段と、前記フ
ラグ記憶手段に記憶された各フラグ情報に基づき、未使
用で且つ未クリア状態のデータブロックを検出する検出
手段と、前記検出手段により検出された未使用で且つ未
クリア状態のデータブロックのデータとこのデータブロ
ックに対応する前記第２記憶媒体上の前記パリティブロ
ックのパリティデータとに基づいて前記パリティブロッ
クの内容を更新し、そのデータブロックに対する第２フ
ラグ情報をクリア済みに設定する処理手段と、第１記憶
媒体上のデータブロックからの読み出しエラーが発生し
た場合、このデータブロックに対応するパリティブロッ
クのパリティデータと前記第２フラグ情報に基づいて判
断される他の第１記憶媒体上の未クリア状態の同一デー
タブロックのデータとに基づいて読み出しエラーとなっ
たデータブロックのデータとして復元するデータ復元手
段とを具備している。

【００２３】

【作用】すなわち、本発明では、まず検出手段にて、第
１フラグ記憶手段及び第２フラグ記憶手段に記憶された
各フラグ情報に基づき、未使用で且つ未クリア状態のデ
ータブロックを検出し、該当するデータブロックが検出
されれば、そのデータとこのデータブロックに対応する
パリティブロックのパリティデータとに基づいてパリテ
ィブロックを更新する。また、あるデータブロックに対
する書き込みが生じた場合、第２フラグ情報を基にこの
データブロックがクリア済みか否かを判断し、クリア済
みであればこのデータブロックに対応するパリティブロ
ックのパリティデータと書き込むデータとに基づいてパ
リティブロックの内容を更新する。したがって、本発明
によれば、クリア済みのデータブロックに対する書き込
みが生じた場合は、このデータブロックに対応するパリ
ティブロックのパリティデータと書き込むデータとの排
他的論理和演算を行うだけで新しいパリティデータを作
成することができ、データ書き込み時の処理速度の向上
を図ることができる。 他の発明では、あるデータブロ
ックからの読み出しエラーが発生した場合、このデータ
ブロックに対応するパリティブロックのパリティデータ
と、第２フラグ情報に基づいて判断される他の第１記憶
媒体上の未クリア状態の同一データブロックのデータの
間で排他的論理和演算を行うだけで、読み出しエラーと
なったデータブロックのデータを復元することができ、
データ復元処理の速度向上も図ることができる。

【００２４】

【実施例】以下、図面を用いて本発明に係わる実施例を
説明する。

【００２５】図１は本発明のファイル記憶装置に係る一
実施例のディスクアレイ装置のシステム構成図である。

【００２６】同図において、１は装置全体の制御を行う
ＣＰＵである。ＣＰＵ１はＨＤＤ−０（２）内に記憶さ
れているプログラムをメモリ３に読み出し、この内容に
従って各部を制御する。４はアレイＨＤＤ制御部であ
る。このアレイＨＤＤ制御部４は４台のＨＤＤ（ＨＤＤ
−１からＨＤＤ−４）を制御するためのものであり、４
台のＨＤＤはパリティの付加されたファイルデータの記
憶および再生を行う。４台のＨＤＤのうち３台はデータ
用で、１台がパリティ用である。３台のデータ用ＨＤＤ
の同じブロック番号のブロックデータをｘｏｒ演算した
データがパリティ用ＨＤＤの同じブロック番号のブロッ
クに記憶されている。本装置のＨＤＤのブロックのサイ
ズは１０２４バイトであり、１台あたり１０００ブロッ
クの記憶容量がある。４台のＨＤＤの物理的な総ブロッ
ク数は４０００ブロックであるが、１台がパリティ用Ｈ
ＤＤであるため、実際にファイルデータの記憶される総
ブロック数は３０００ブロックとなる。さらに５は通信
制御部であり、ＬＡＮ６を通して送られてくるコマンド
を受信し、処理結果を送信する。以上ＨＤＤ−１、２、
３、４を除いた各部はシステムバス７を介して相互に接
続されている。

【００２７】図２は本装置を制御するためのテーブルの
構造を示した図である。

【００２８】テーブルとしてはファイル管理テーブル２
１とアレイブロック管理テーブル２２が存在する。これ
らのテーブル２１、２２はＨＤＤ−０（２）に格納され
ている。

【００２９】ファイル管理テーブル２１はファイル番号
（１から１００）２１ａと、ファイルが存在するか否か
を示す存在フラグ（１は存在する、０は存在しないこと
を示す。）２１ｂと、ファイルデータ用の使用ブロック
数２１ｃと、ファイルデータが記憶されているアレイＨ
ＤＤ内の複数のブロック番号（アレイブロック番号と呼
ぶ。）２１ｄからなり、最大１００個のファイルを管理
し得る構造となっている。アレイブロック番号２１ｄは
１から３０００までの値をとり、１から１０００までは
ＨＤＤ−１のブロック番号１から１０００に対応し、１
００１から２０００まではＨＤＤ−２のブロック番号１
から１０００に対応し、２００１から３０００まではＨ
ＤＤ−３のブロック番号１から１０００に対応してい
る。

【００３０】アレイブロック管理テーブル２２は、アレ
イブロック番号（１から３０００）２２ａと、アレイブ
ロックがファイルのデータ領域として使用されているか
否かを示す使用フラグ２２ｂと、アレイブロック内のデ
ータが全て０か否かを示すクリアフラグ２２ｃとからな
る。使用フラグ２２ｂはその値が１の時に使用されてい
ることを示す。クリアフラグ２２ｃはその値が１の時に
データが全て０（クリア済み）であることを示す。

【００３１】図２の例では、ファイル番号２１ａが１で
あるファイルのデータ用のブロック数は３で、データの
記憶されているアレイブロック番号は１、２、３であ
る。アレイブロック番号１、２、３はＨＤＤ−１のブロ
ック番号１、２、３に対応している。また、これらのア
レイブロックはファイルのデータ領域として使用されて
いるため、これらの使用フラグ２２ｂは１に設定されて
いる。またこれらのアレイブロックのクリアフラグ２２
ｃは０と設定されており、データは全て０でないことが
わかる。またアレイブロック番号６の使用フラグ２２ｂ
は０であり、ファイル用のデータ領域として使用されて
なく、またクリアフラグ２２ｃは１であり、このアレイ
ブロック内のデータは全て０であることがわかる。

【００３２】次に本実施例の動作を説明する。図３は全
体の処理手順を示すフローチャートである。

【００３３】まずＨＤＤ−０（２）に記憶されているフ
ァイル管理テーブル２１およびアレイブロック管理テー
ブル２２の各データを読み出し、メモリ３上に設定する
（ステップ３０１）。

【００３４】その後、ＬＡＮ６上に接続されている端末
からのコマンドが通信制御部５により受信されたか否か
を調べる（ステップ３０２）。

【００３５】コマンドが受信された場合は、コマンドに
従いそれぞれファイル作成処理（ステップ３０４）（図
４）、ファイル読み出し処理（ステップ３０６）（図
５）、ファイル書き込み処理（ステップ３０８）（図
６）、ファイル削除処理（ステップ３１０）（図７）、
全パージ処理（ステップ３１１）（図８）を行い、再度
コマンド受信があるかどうかを調べるステップ３０２に
戻る。コマンドが終了であった場合は、メモリ３上の各
管理テーブル２１、２２のデータをＨＤＤ−０（２）に
書き込み（ステップ３１３）、処理を終了する。

【００３６】コマンドが受信されていなかった場合は、
部分パージ処理（ステップ３１４）（図９）を行い、再
度コマンド受信があるかどうかを調べるステップ３０２
に戻る。

【００３７】図４はファイル作成処理の手順を示すフロ
ーチャートである。

【００３８】ファイル作成処理では、まずファイル管理
テーブル２１の各行を上から順に参照し、存在フラグ２
１ｂが０である行を選択する（ステップ４０１）。見つ
からなかった場合は、ファイル管理テーブル２１が満杯
であるため、エラーステータスを通信制御部５により依
頼元の端末に返信する（ステップ４０３）。見つかった
場合は、選択された行の存在フラグ２１ｂを１に設定し
（ステップ４０４）、正常終了ステータスと選択された
行のファイル番号を依頼元の端末に返信し（ステップ４
０５）、リターンする。

【００３９】例えば、図２に示すファイル管理テーブル
２１の状態でファイル作成処理が行われると、ファイル
番号３が選択され、その存在フラグ２１ｂが１に設定さ
れ、依頼元の端末にはファイル番号３が返信される。

【００４０】図５はファイル読み出し処理の手順を示す
フローチャートである。

【００４１】ファイル読み出し処理では、まず通信制御
部５より端末からのパラメータを取得する（ステップ５
０１）。パラメータはファイル番号、オフセットブロッ
ク数、読み出しブロック数で構成される。このパラメー
タは、ファイル番号で指定されるファイルの、オフセッ
トブロック数番目のブロックから、読み出しブロック数
個のブロックデータの読み出しを示す。端末と本装置間
ではブロック単位での読み出しを処理し、ブロック内の
バイト単位での処理は端末側で処理される。

【００４２】次に、パラメータで指定されたファイルが
存在するかどうかを調べるために、ファイル管理テーブ
ル２１内のファイル番号行の存在フラグ２１ｂを参照す
る（ステップ５０２）。存在フラグ２１ｂが１である場
合は、ファイルが存在するので次のステップに進む。存
在フラグが０の場合は、ファイルが存在しないため、エ
ラーステータスを通信制御部５により依頼元の端末に返
信し（ステップ５０３）、リターンする。

【００４３】そして、パラメータで指定された読み出し
要求ブロックがファイルサイズ以内かどうかを調べるた
めに（オフセットブロック数＋読み出しブロック数）と
（ファイルのブロック数）を比較する（ステップ５０
４）。ファイルのブロック数の方が大きいか等しい場合
には、要求がファイルサイズ以内であるため、次のステ
ップに進む。その他の場合は要求がファイルサイズを越
えているため、エラーステータスを通信制御部５により
依頼元の端末に返信し（ステップ５０３）、リターンす
る。

【００４４】その後、ファイル管理テーブル２１のファ
イル番号行のアレイブロック番号からパラメータで指定
された領域に対応するものを求める（ステップ５０
５）。

【００４５】例えばパラメータがファイル番号：１、オ
フセットブロック番号：１、読み出しブロック数：２の
場合は、ファイル管理テーブル２１より対応するアレイ
ブロック番号は２と３になる。

【００４６】また、パラメータがファイル番号：２、オ
フセットブロック番号：１、読み出しブロック数：２の
場合は、読み出し要求ブロックがファイルサイズを越え
ているため、エラーとなる。

【００４７】次に、前記ステップ５０５で求めたアレイ
ブロック番号からブロックデータが実際に格納されてい
るＨＤＤ番号とブロック番号を求め、そこからデータを
読み出し、ワークメモリに格納する（ステップ５０
６）。この際、ＨＤＤにて読み出しエラーが発生した場
合はパリティ用のＨＤＤ−４と他のデータ用のＨＤＤか
らデータを読み出し、データを復元する。

【００４８】例えば、アレイブロック番号が２と３の場
合には、ＨＤＤ−１のブロック番号２と３からブロック
データを読み出す。

【００４９】その後、正常終了ステータスとワークメモ
リ内のブロックデータを通信制御部５により依頼元の端
末に返信し（ステップ５０７）、リターンする。

【００５０】図６はファイル書き込み処理の手順を示す
フローチャートである。

【００５１】まず通信制御部５より端末からのパラメー
タを取得する（ステップ６０１）。パラメータはファイ
ル番号、オフセットブロック数、書き込みブロック数、
データブロックで構成される。このパラメータは、ファ
イル番号で指定されるファイルのオフセットブロック数
番目のブロックから、書き込みブロック数個のブロック
データを書き込むことを示す。

【００５２】次に、ファイル読み出し処理と同様にパラ
メータで指定されたファイルが存在するかどうかを調べ
る（ステップ６０２）。

【００５３】そして、パラメータで指定された書き込み
要求ブロックがファイルサイズ以内かどうかを調べるた
めに、追加ブロック数＝（オフセットブロック数＋書き
込みブロック数）−（ファイルのブロック数）を求める
（ステップ６０３）。追加ブロック数が０より大きい場
合は（ステップ６０４）、データ領域用のブロックを追
加する必要があるため、図７に示すアレイブロック追加
処理を行う（ステップ６０５）。このアレイブロック追
加処理からエラーリターンされた場合はアレイブロック
が不足のため、エラーステータスを通信制御部５により
依頼元の端末に返信し（ステップ６０６）、リターンす
る。追加ブロック数が０以下の場合は、既存のデータブ
ロックに対する書き込みであるため、アレイブロックの
追加処理をスキップする。

【００５４】その後、パラメータにより指定された領域
のアレイブロックに対するアレイブロック書き込み処理
（図８）を行う（ステップ６０７）。

【００５５】そして、正常終了ステータスとワークメモ
リ内のブロックデータを通信制御部５により依頼元の端
末に返信し（ステップ６０８）、リターンする。

【００５６】図７はアレイブロック追加処理の手順を示
すフローチャートである。

【００５７】まずアレイブロック管理テーブル２２内の
使用フラグ２２ｂが０（未使用）である行数を求め、未
使用アレイブロック数なる変数に設定する（ステップ７
０１）。この未使用アレイブロック数が、前記ステップ
６０３で求めた追加ブロック数より少ない場合は（ステ
ップ７０２）、アレイブロック不足なのでエラーリター
ンする（ステップ７０３）。未使用アレイブロック数が
追加ブロック数以上である場合は、アレイブロック管理
テーブル２２内の使用フラグ２２ｂが０である行を追加
アレイブロック数個選択し、使用フラグ２２ｂを１に設
定する（ステップ７０４）。そして選択された行のアレ
イブロック番号を、ファイル管理テーブル２１のパラメ
ータで指定されたファイル番号行のアレイブロック番号
２１ｄに追加し、ブロック数２１ｃに追加アレイブロッ
ク数を加算し（ステップ７０５）、正常リターンする。

【００５８】例えば、パラメータがファイル番号：２、
オフセットブロック番号：１、書き込みブロック数：２
の場合は、追加ブロック数は（１＋２）−２＝１の１ブ
ロックとなり、アレイブロック管理テーブル２２の使用
フラグ２２ｂが０である６行目のアレイブロック番号６
が選択され、この使用フラグ２２ｂが１に設定され、フ
ァイル管理テーブル２１内のファイル番号２１ａが２で
ある行のブロック数が２から３となり、アレイブロック
番号２１ｄに６が追加され、４、５、６と設定されるこ
とになる。

【００５９】図８はアレイブロック書き込み処理の手順
を示すフローチャートである。

【００６０】この処理では、まずｉなる変数をパラメー
タ内のデータブロック番号を示すものとし、ここに１か
ら書き込みブロック数を設定しながら（ステップ８０
２、８０８）、ブロック単位に書き込み処理を行う。前
記と同じパラメータが指定された場合は、ｉは１そして
２が順次設定される。

【００６１】そしてパラメータ内のデータブロック番号
ｉに対して、以下の処理を行う。

【００６２】まずファイル管理テーブル２１内のファイ
ル番号行のアレイブロック番号２１ｄの（ｉ＋パラメー
タ内オフセットブロック数）番目の値を求め、これを変
数ＡＢとして設定する（ステップ８０３）。この変数Ａ
Ｂで示されるアレイブロックに対してデータの書き込み
を行う。例えば、前記と同じパラメータの場合は、ファ
イル番号が２であるファイルの２番目と３番目のアレイ
ブロック番号であるため、変数ＡＢに５そして６が順次
設定される。

【００６３】次に、アレイブロック管理テーブル２２内
の変数ＡＢで示されるアレイブロックのクリアフラグ２
２ｃを参照し（ステップ８０４）、この値が０（未クリ
ア）の場合は以下の６ステップ処理を行う（ステップ８
０５）。

【００６４】（１）変数ＡＢで示される値から、対応す
るデータブロックの格納されているＨＤＤのブロックデ
ータを読み出し、ワークメモリ１（ＷＭ１）に格納す
る。

【００６５】（２）変数ＡＢで示される値から、対応す
るパリティブロックの格納されているＨＤＤのブロック
データを読み出し、ワークメモリ２（ＷＭ２）に格納す
る。

【００６６】（３）ＷＭ１とＷＭ２内のデータ間でｘｏ
ｒ演算を行い、演算結果をワークメモリ３（ＷＭ３）に
格納する。

【００６７】（４）ＷＭ３内のデータとパラメータ内の
ｉブロック目のデータ間でｘｏｒ演算を行い、演算結果
をワークメモリ４（ＷＭ４）に格納する。

【００６８】（５）パラメータ内のｉブロック目のデー
タを、変数ＡＢで示されるデータ用ＨＤＤのブロックに
書き込む。

【００６９】（６）ＷＭ４内のデータを、変数ＡＢで示
されるパリティ用ＨＤＤのブロックに書き込む。

【００７０】また、クリアフラグ２２ｃの値が１（クリ
ア済み）の場合は、以下の４ステップ処理を行う（ステ
ップ８０６）。

【００７１】（１）変数ＡＢで示される値から、対応す
るパリティブロックの格納されているＨＤＤのブロック
データを読み出し、ワークメモリ１（ＷＭ１）に格納す
る。

【００７２】（２）ＷＭ１内のデータとパラメータ内の
ｉブロック目のデータ間でｘｏｒ演算を行い、演算結果
をワークメモリ２（ＷＭ２）に格納する。

【００７３】（３）パラメータ内のｉブロック目のデー
タを、変数ＡＢで示されるデータ用ＨＤＤのブロックに
書き込む。

【００７４】（４）ＷＭ２内のデータを、変数ＡＢで示
されるパリティ用ＨＤＤのブロックに書き込む。

【００７５】この後、アレイブロック管理テーブル２２
内の書き込みを行ったアレイブロックのクリアフラグ２
２ｃに０を設定する（ステップ８０７）。

【００７６】例えば、前記と同じパラメータが指定され
た場合は、アレイブロック番号が５と６に対する書き込
みが行われ、アレイブロック番号が５のクリアフラグは
０であるため、６ステップからなる処理が行われ、アレ
イブロック番号が６のクリアフラグは１であるために、
４ステップからなる処理が行われることになる。このよ
うに、書き込み先のブロック内のデータが全て０である
場合は、処理ステップ数が少なく、さらに使用するワー
クメモリも少ないという長所がある。

【００７７】図９はファイル削除処理の手順を示すフロ
ーチャートである。

【００７８】ファイル削除処理では、まず通信制御部５
より端末からのパラメータを取得する（ステップ９０
１）。パラメータはファイル番号から構成される。

【００７９】次に、ファイル読み出し処理と同様にパラ
メータで指定されたファイルが存在するかどうかを調べ
る（ステップ９０２）。存在しない場合は、エラーステ
ータスを依頼元の端末に返信し（ステップ９０３）、リ
ターンする。

【００８０】ファイルが存在する場合は、ファイルのデ
ータ用に割り当てられているアレイブロックの番号をフ
ァイル管理テーブル２１より求め、アレイブロック管理
テーブル２２内の対応する使用フラグ２２ｂを０（未使
用）に設定する（ステップ９０４）。

【００８１】そして、ファイル管理テーブル２１内のフ
ァイル番号行の存在フラグ２１ｂに０（存在しない）を
設定し、さらにブロック数２１ｃに０を設定し（ステッ
プ９０５）、最後に正常終了ステータスを依頼元の端末
に返信し（ステップ９０６）、リターンする。

【００８２】例えば、ファイル番号１の削除が指定され
た場合は、アレイブロック番号１と２と３のアレイブロ
ックが解放され、それらの使用フラグ２２ｂは０とな
る。

【００８３】ファイル削除直後状態でのこれらのアレイ
ブロックのクリアフラグ２２ｃは０のままである。これ
らのアレイブロックがファイルのデータ領域として追加
されて書き込みが行われると、従来例のように処理ステ
ップが６となってしまい、性能劣化の原因となってしま
う。そこで使用フラグ２２ｂが０（未使用）で、クリア
フラグ２２ｃが０（未クリア）状態のアレイブロックに
対して、ブロック内データをクリアする処理（これをパ
ージ処理と呼ぶことにする。）を適宜行うことで、書き
込みで６ステップかかっていたものを４ステップに減少
させることが可能となる。

【００８４】図１０は全パージ処理の手順を示すフロー
チャートである。

【００８５】この全パージ処理とは、端末からの要求に
より、未使用状態でしかも未クリア状態である装置内の
全てのアレイブロックに対するパージ処理を行うもので
ある。この要求は夜間などの装置に対するアクセス頻度
の少ない時や、システムの立ち上げ時や、立ち下げ直前
などに行われる。

【００８６】ＡＢなる変数に１から３０００までのアレ
イブロック番号を順番に設定し（ステップ１００１）、
各アレイブロックに対して下記の処理を行う。

【００８７】まず、アレイブロック管理テーブル２２よ
りＡＢ変数で示されるアレイブロックの使用フラグ２２
ｂを参照する（ステップ１００２）。この値が１（使
用）の場合は次のアレイブロックに進む。

【００８８】また使用フラグ２２ｂの値が０（未使用）
の場合は、次にクリアフラグ２２ｃを参照し（ステップ
１００３）、この値が１（クリア済み）の場合は、次の
アレイブロックに進む。

【００８９】そして使用フラグ２２ｂが０（未使用）
で、クリアフラグ２２ｃが０（未クリア）であるアレイ
ブロックに対して次の処理を行う（ステップ１００
４）。

【００９０】（１）変数ＡＢで示される値から、対応す
るデータブロックの格納されているＨＤＤのブロックデ
ータを読み出し、ワークメモリ１（ＷＭ１）に格納す
る。

【００９１】（２）変数ＡＢで示される値から、対応す
るパリティブロックの格納されているＨＤＤのブロック
データを読み出し、ワークメモリ２（ＷＭ２）に格納す
る。

【００９２】（３）ＷＭ１とＷＭ２内のデータ間でｘｏ
ｒ演算をおこない、その演算結果をワークメモリ３（Ｗ
Ｍ３）に格納する。

【００９３】（４）ＷＭ３内のデータを、変数ＡＢで示
されるパリティ用ＨＤＤのブロックに書き込む。

【００９４】そして、アレイブロック管理テーブル２２
の対応するクリアフラグ２２ｃに１（クリア済み）を設
定し（ステップ１００５）、次のアレイブロックに進
む。

【００９５】図１１は部分パージ処理の手順を示すフロ
ーチャートである。

【００９６】この部分パージ処理は、端末からの要求が
無い時に、未使用状態で未クリア状態であるアレイブロ
ックを１個ずつパージ処理するものである。

【００９７】この処理は、図１０に示した全パージ処理
とほとんど同様なものである。異なる箇所は、全てのア
レイブロックに対して処理を行うのではなく、どれか１
個の未使用で未クリア状態のアレイブロックを選択し、
これに対してのみパージ処理を行い、リターンする点で
ある。

【００９８】全パージ処理及び部分パージ処理では、ク
リア済みに設定したアレイブロックのデータ用ブロック
に対しては、全て０であるデータを書き込んでいない。
これは対応するパリティブロックに、このデータブロッ
ク内が全て０なるデータと仮定したデータが書き込まれ
ているためである。このため、ＨＤＤ読み出しエラー時
に、他のＨＤＤの同一ブロックを読み出してデータを復
元する際、クリアフラグ２２ｃが１であるブロックを読
み出す処理を省略することも可能となる。

【００９９】図１２はブロックデータ復元処理の手順を
示すフローチャートである。

【０１００】この処理はデータ用のブロックを読み出し
エラー時に処理されるものである。まず、復元するアレ
イブロックのアレイブロック番号（ＡＢ）から、他の２
台のデータ用ＨＤＤ内の対応するアレイブロック番号を
求め、ＡＢ１とＡＢ２に設定する（ステップ１２０
１）。例えば、アレイブロック番号１に対しては、アレ
イブロック番号１００１と２００１が求められる。

【０１０１】次に、アレイブロックＡＢのパリティブロ
ックを読み出し、ワークメモリ１（ＷＭ１）に格納する
（ステップ１２０２）。例えば、アレイブロック番号１
に対しては、ＨＤＤ−４の第１ブロックを読み出す。

【０１０２】そして、アレイブロック管理テーブル２２
内の他のデータブロックであるアレイブロックＡＢ１の
クリアフラグ２２ｃを参照し（ステップ１２０３）、こ
の値が０（未クリア）の場合は次の処理を行う（ステッ
プ１２０４）。

【０１０３】（１）アレイブロックＡＢ１のデータブロ
ックをワークメモリ２（ＷＭ２）に読み出す。

【０１０４】（２）ＷＭ１とＷＭ２内のデータ間でｘｏ
ｒ演算を行い、演算結果をＷＭ１に格納する。

【０１０５】クリアフラグ２２ｃが１（クリア済み）の
場合は上記処理をスキップする。

【０１０６】次に、アレイブロックＡＢ２に対しても同
様な処理を行う（ステップ１２０５、１２０６）。

【０１０７】これらの処理により、ＷＭ１内に復元され
たデータが生成されることになる。例えば、図２に示し
たアレイブロック管理テーブル２２の状態で、アレイブ
ロック番号が１のブロックでの読み出し時にエラーが発
生し、ブロック内のデータを復元する場合、対応する他
の２台のＨＤＤ−２とＨＤＤ−３内のアレイブロック
（１００１と２００１）のクリアフラグ２２ｃは共に１
であるため、ＨＤＤ−４内の第１ブロックデータを読む
だけで復元できることになる。つまり、データ復元処理
の高速化も可能になるわけである。

【０１０８】

【発明の効果】以上説明したように本発明のファイル記
憶装置及びそのファイル管理方法によれば、使用されな
くなったデータブロックのデータを事前にクリアしてお
くことで、このデータブロックに対するデータ書き込み
時のパリティデータ生成処理を、書き込みデータとパリ
ティデータとの排他的論理和演算だけで行えるようにな
り、処理速度の大幅な向上を図ることができる。

【０１０９】また、あるデータブロックからの読み出し
エラーが発生した時のデータ復元処理も、クリア済みの
データブロックのデータとパリティデータとの排他的論
理和演算のみで行うことができ、データ復元処理につい
ても高速化を図ることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のファイル記憶装置に係る一実施例のデ
ィスクアレイ装置のシステム構成図である。

【図２】図１のディスクアレイ装置にて用いられるテー
ブルの構造を示した図である。

【図３】図１のディスクアレイ装置の全体的な処理手順
を示すフローチャートである。

【図４】ファイル作成処理の手順を示すフローチャート
である。

【図５】ファイル読み出し処理の手順を示すフローチャ
ートである。

【図６】ファイル書き込み処理の手順を示すフローチャ
ートである。

【図７】アレイブロック追加処理の手順を示すフローチ
ャートである。

【図８】アレイブロック書き込み処理の手順を示すフロ
ーチャートである。

【図９】ファイル削除処理の手順を示すフローチャート
である。

【図１０】全パージ処理の手順を示すフローチャートで
ある。

【図１１】部分パージ処理の手順を示すフローチャート
である。

【図１２】ブロックデータ復元処理の手順を示すフロー
チャートである。

【図１３】ディスクアレイ装置のＲＡＩＤ方式を説明す
るための図である。

【図１４】従来のファイル記憶装置におけるファイル管
理用のテーブルの構成を示す図である。

【符号の説明】

１…ＣＰＵ、２…ＨＤＤ−０、３…メモリ、４…アレイ
ＨＤＤ制御部、５…通信制御部、６…ＬＡＮ、７…シス
テムバス、２１…ファイル管理テーブル、２１ａ…ファ
イル番号、２１ｂ…存在フラグ、２１ｃ…使用ブロック
数、２１ｄ…アレイブロック番号、２２…アレイブロッ
ク管理テーブル、２２ａ…アレイブロック番号、２２ｂ
…使用フラグ、２２ｃ…クリアフラグ。

Claims (4)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数の第１記憶媒体にファイルのデータ
   をブロック単位で分散して記憶するとともに、第２記憶
   媒体に前記各第１記憶媒体の同一ブロックのデータに対
   するパリティデータをブロック単位で記憶してなるファ
   イル記憶装置において、 前記各第１記憶媒体上の個々のデータブロックがファイ
   ルのデータ領域として使用されているか否かを示す第１
   フラグ情報及び前記個々のデータブロックの内容がクリ
   ア済みか否かを示す第２フラグ情報を記憶するフラグ記
   憶手段と、 前記フラグ記憶手段に記憶された各フラグ情報に基づ
   き、未使用で且つ未クリア状態のデータブロックを検出
   する検出手段と、 前記検出手段により検出された未使用で且つ未クリア状
   態のデータブロックのデータとこのデータブロックに対
   応する前記第２記憶媒体上の前記パリティブロックのパ
   リティデータとに基づいて前記パリティブロックの内容
   を更新し、そのデータブロックに対する第２フラグ情報
   をクリア済みに設定する処理手段と、 第１記憶媒体上のクリア済みのデータブロックに対する
   書き込みが生じた場合、対応するパリティブロックのパ
   リティデータと書き込むデータとに基づいて前記パリテ
   ィブロックの内容を更新し、前記第２フラグ情報を未ク
   リア状態に設定するパリティデータ作成手段とを具備す
   ることを特徴とするファイル記憶装置。
2. 【請求項２】 複数の第１記憶媒体にファイルのデータ
   をブロック単位で分散して記憶するとともに、第２記憶
   媒体に前記各第１記憶媒体の同一ブロックのデータに対
   するパリティデータをブロック単位で記憶してなるファ
   イル記憶装置において、 前記各第１記憶媒体上の個々のデータブロックがファイ
   ルのデータ領域として使用されているか否かを示す第１
   フラグ情報及び前記個々のデータブロックの内容がクリ
   ア済みか否かを示す第２フラグ情報を記憶するフラグ記
   憶手段と、 前記フラグ記憶手段に記憶された各フラグ情報に基づ
   き、未使用で且つ未クリア状態のデータブロックを検出
   する検出手段と、 前記検出手段により検出された未使用で且つ未クリア状
   態のデータブロックのデータとこのデータブロックに対
   応する前記第２記憶媒体上の前記パリティブロックのパ
   リティデータとに基づいて前記パリティブロックの内容
   を更新し、そのデータブロックに対する第２フラグ情報
   をクリア済みに設定する処理手段と、 第１記憶媒体上のデータブロックからの読み出しエラー
   が発生した場合、このデータブロックに対応するパリテ
   ィブロックのパリティデータと前記第２フラグ情報に基
   づいて判断される他の第１記憶媒体上の未クリア状態の
   同一データブロックのデータとに基づいて読み出しエラ
   ーとなったデータブロックのデータとして復元するデー
   タ復元手段とを具備することを特徴とするファイル記憶
   装置。
3. 【請求項３】 複数の第１記憶媒体にファイルのデータ
   をブロック単位で分散して記憶するとともに、第２記憶
   媒体に前記各第１記憶媒体の同一ブロックのデータに対
   するパリティデータをブロック単位で記憶してなるファ
   イル記憶装置において、 前記各第１記憶媒体上の個々のデータブロックがファイ
   ルのデータ領域として使用されているか否かを示す第１
   フラグ情報を記憶する工程と、 前記個々のデータブロックの内容がクリア済みか否かを
   示す第２フラグ情報を記憶する工程と、 前記第１及び第２のフラグ情報に基づき、未使用で且つ
   未クリア状態のデータブロックを検出する工程と、未使用で且つ未クリア状態の データブロックのデータと
   このデータブロックに対応する前記第２記憶媒体上の前
   記パリティブロックのパリティデータとに基づいて前記
   パリティブロックの内容を更新し、前記データブロック
   に対する第２フラグ情報をクリア済みに設定する工程
   と、 第１記憶媒体上のクリア済みのデータブロックに対する
   書き込みが生じた場合、対応するパリティブロックのパ
   リティデータと書き込むデータとに基づいて前記パリテ
   ィブロックの内容を更新し、前記第２フラグ情報を未ク
   リア状態に設定する工程とを有することを特徴とするフ
   ァイル管理方法。
4. 【請求項４】 複数の第１記憶媒体にファイルのデータ
   をブロック単位で分散して記憶するとともに、第２記憶
   媒体に前記各第１記憶媒体の同一ブロックのデータに対
   するパリティデータをブロック単位で記憶してなるファ
   イル記憶装置において、 前記各第１の記憶媒体上の個々のデータブロックがファ
   イルのデータ領域として使用されているか否かを示す第
   １フラグ情報を記憶する工程と、 前記個々のデータブロックの内容がクリア済みか否かを
   示す第２のフラグ情報を記憶する工程と、 前記第１及び第２のフラグ情報に基づき、未使用で且つ
   未クリア状態のデータブロックを検出する工程と、未使用で且つ未クリア状態の データブロックのデータと
   このデータブロックに対応する前記第２記憶媒体上の前
   記パリティブロックのパリティデータとに基づいて前記
   パリティブロックの内容を更新し、前記データブロック
   に対する第２フラグ情報をクリア済みに設定する工程
   と、 第１記憶媒体上のデータブロックからの読み出しエラー
   が発生した場合、このデータブロックに対応するパリテ
   ィブロックのパリティデータと前記第２フラグ情報に基
   づいて判断される他の第１記憶媒体上の未クリア状態の
   同一データブロックのデータとに基づいて読み出しエラ
   ーとなったデータブロックのデータとして復元する工程
   とを有することを特徴とするファイル管理方法。