JPH01250150A - 統合化ファイル・グループ記憶方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 この発明はデータ処理システムにおいて二次記憶装置に
物理記憶空間を割り振るデータ処理方法に関し、とくに
、システムが付加的な記憶空間を要求したときに、仮想
ディスクに割り振られたサイズを動的に調整するように
したものである。

Ｂ、従来の技術 データ処理システムにより採用されたデータを記憶する
ディスクの記憶装置を有するデータ処理システムに関し
ては多くの従来技術がある。ディスク記憶装置は種々の
型の情報を記憶する。たとえばマイクロ・プロセッサが
その下で動作するディスク・オペレーティング・システ
ムや、データ処理システムによって実行される様々なア
プリケーション・プログラム、アプリケーション・プロ
グラムによって生成されまたは処理された情報などであ
る。

ディスク記憶装置は通常１つまたはそれ以上の磁気ディ
スクを具備しており、ディスクは複数の同心円状のトラ
ックを有し、このトラックはセクタすなわちブロックに
分割されている。ディスクの各面は通常では情報を記憶
し、ディスク・ドライブが複数のディスクおよび多重磁
気ヘッドから構成され、いくつかのレコーディング・ト
ラックのうちの１つにヘッドを位置付けるようになって
いる。現行の多くのディスク・ドライブは所定のアドレ
ス規約を採用し、これがシリンダの番号（ＣＣ）、磁気
ヘッドの番号（Ｈ）およびセクタ番号（Ｓ）によって物
理記憶ロケーションを特定するようになっている。

シリンダ番号はまた、多重ヘッドが採用されている場合
には、トラック番号でもある。ヘッド番号は多重ディス
ク構造においてはディスク面と等価である。ｒＣＣＨ８
ＪＣＣ−ス・フォーマットはディスク・ファイルの容量
とは無関係に採用されている。なぜならこのフォーマッ
トは現存するどのような構成のものをもアクセスする能
力を有しているからである。

ディスク記憶装置の容量をバイトで表わすと、それは採
用しているレコーディング手法、トラック密度、ディス
ク・サイズおよびディスクの数に依存する。この結果、
種々の容量、データ・レート、アクセス・タイムのディ
スク・ドライブが製作されている。

はとんどのデータ処理システムは通常多くのディスク・
ドライブをその記憶用に採用している。

各装置は故障につき独立したユニットであるから、沢山
の小容量のドライブにわたってデータを分散記憶するこ
とが１つの大容量装置を用いるより有、利なことがある
。

多くの小容量のドライブを用いる構成では、重要なデー
タのコピーを個別の装置に記憶することができ、主たる
コピーが利用できない場合でも他方の装置をアクセスす
ることができる。

システムにおいてディスク記憶空間の割り当てタスクは
通常ではオペレーティング・システムが行う。ＵＮＩＸ
　（ＡＴＴ社の商標）型のオペレーティング・システム
たとえばＩＢＭ　　ＡＩＸ（ＩＢＭ社の商標）オペレー
ティング・システム（ＩＢＭ　　ＰＣＲＴエンジニアリ
ング・ワークステーションで採用されている）はファイ
ル統合のための極めて先進的なシステムを有している。

ＵＮＩＸの語法では、「ファイル」はシステムにおいて
採用される情報を記憶するのに用いる基本構造である。

たとえばシステムにおける他のファイルのリストである
ディレクトリもファイルである。またデータ・ファイル
もファイルである。

各ファイルは固有の識別子を持たなくてはならない。ユ
ーザはファイルに名前を割り当て、オペレーティング・
システムは■ノード番号を割り当て、テーブルが各市を
番号に変換する。ファイル名は単なる文字列であり、通
常はぼ１４個の文字に抑えられている。ファイルの総合
化は、関連するファイルを同一のディレクトリに割り当
てることにより行うことができる。ディレクトリは１つ
の名前を有する他のファイルであり、ディレクトリ中に
記憶されているファイルの名前およびＩノード番号のリ
ストである。

ＡＩＸオペレーティング・システムは同様にファイル・
ディレクトリをもグループに統合する。

これにもファイル名が与えられる。これらもアアイルと
考えられるからである。このような統合化は階層的ファ
イル・システムとして知られている。

この階層的ファイル・システムは、頂点にルートを有し
、このルートから多重レベルに分岐する逆トリー構造に
似ている。ディレクトリ型のファイルおよび非ディレク
トリ型のファイルのいずれをも各レベルで記憶すること
ができる。１つのレベルで１つのディレクトリにおいて
名前によりリストされるファイルは１つの下位のレベル
に位置している。階層ファイル・システムにおいてファ
イルを特定するには、その名前を指定し、かつ、その前
にルート・レベルからその指定ファイルへとトレースす
るパスの記述を行う必要がある。パス記述子はパスが下
降していくパス名である。現行ディレクトリがルート・
ディレクトリであれば、全パスが表示される、現行ディ
レクトリが中間的なディレクトリであれば、より短いパ
スを定義する短いパス記述子でよい。

オペレーティング・システムの種々のファイルはそれ自
体階層的ファイル・システムで統合化されている。たと
えば多くのサブ・ディレクトリがルート・ディレクトリ
から生じ、これらが関連フッアイルをリストする。サブ
・ディレクトリはたとえば／、／ｂ　ｉ　ｎ、／１ｍｐ
＋　／ｕのような名前を有しており、／はＡＩＸカーネ
ル・ファイルを記憶し、／　ｂ　ｉ　ｎはＡＩＸユーテ
ィリティを記憶し、／ｌ’ｍｐは一時フアイルを記憶し
、／Ｕはユーザ・ファイルを記憶する。

上述のとおり、ＡＩＸファイルをディスク・ドライブの
個別のアドレス可能記憶ユニットに割り当てるタスクは
オペレーティング・システムが責任を持つ。

多くのオペレーティング・システムは、１またはそれ以
上のファイル・システムをディスク・ドライブに導入す
るよう働くコマンドを含んでいる。

「インストール」コマンドはファイルをディスク・ドラ
イブ上の継続したブロックにストアする。これら継続し
たブロックはディスク・ファイルのアドレス範囲の予め
指示された領域にある。ファイルを実際にディスク・ブ
ロックに割り当てる前に。

記憶サブシステムの利用可能ディスク記憶空間を多くの
異なる領域に分割して各領域が同一の一般機能を有する
ファイルを記憶できるようにするために決定を行う。こ
れら割り当てられた領域はよく仮想ディスクと呼ばれる
。ＡＩＸシステムでは用語ミニ・ディスクが用いられ、
ＩＢＭ　　ＶＭシステムでは用語Ａディスクが用いられ
る。

同一の特徴のファイルをディスク・ドライブの１つの定
義領域中に記憶すると、管理および制約の観点において
いくつかの利点がある。たとえばあるグループのファイ
ルは所定の期間変更できず。

他方他のファイルはすぐにでも変更することができる。

この結果異なる時間にバック・アップすることになる。

管理部（アトミニストレータ）にとっては、１つのグル
ープのファイルをファイルの機能に応じて１つの仮想デ
ィスクに割り当て、１つのグループのファイルをすべて
同様に管理するほうが単純である。

上述の２つは、記憶システム中のファイルの記憶をオペ
レーティング・システムで管理、制御する様に仮想ディ
スクにより与えられる簡便さの例である。

ＩＢＭ　　ＰＣＲＴはＡＩＸオペレーティング・システ
ムもＰＣ−ＤＯＳオペレーティング、システムも動作さ
せることができ、このため、異なるオペレーティング・
システムによる異なる仮想ディスクへの記憶となり、シ
ステムの管理および制御が簡易となる。なぜなら各仮想
マシーンが、ミニ・ディスクに開存するそれ自身の記憶
システムがどのように現われているかを有効に保持して
いるからである。

ＡＩＸオペレーティング・システムで生成された仮想デ
ィスクの大きさは、−旦確立されたのちは動的に変更す
ることができない。実際のディスク装置の容量まではど
のようなサイズを選定してもよいけれど、そのサイズは
システム管理部および所定のＡＩＸユーティリティの指
示によってのみ変更できる。いくつかのミニ・ディスク
においては、初期の容量の選定は比較的簡単に行われる
。

なぜならばミニ・ディスクに割り当てられるファイルす
べての大きさが、知られており、あまり起こらないプロ
グラム更新の場合をのぞけば所定の期間その容量は一定
になっているからである。他の極端な場合では、ディス
ク・ドライブの１つの領域すなわち１つのミニ・ディス
クをページング空間用に留保しておかなければならず、
要求されるページング空間の量は所定の期間にわたって
著しく変動する。

同様に、ユーザ・ファイル・データ用の空間も短かい時
間間隔で著しく変動することがある。仮想ディスクの容
量を最悪の条件をカバーするように選定すると、はとん
どの時間未使用となっている空間が生じてしまう。最悪
のケースに必要な容量に較べ少ない容量を割り当てると
、ディスク空間の不便なリローケーションを伴うことに
なる。

時々のニーズに合致すべく変動するのではない。

予め定められた容量を有する仮想ディスクでは、ディス
ク記憶空間を最良に使用するというにはほど遠く、最適
なパフォーマンスを確保するにはシスム管理部がより頻
繁に関与しなくてはならない。

固定容量の仮想ディスクの他の問題はシステムの総記憶
容量が１つのディスク装置では足りないときに起こる。

仮想ディスクは継続したディスク・ブロックを割り当て
て生成され、そのディスク・ブロックは記憶システムに
おけるアドレスの基本単位であるから、２つの物理デバ
イス装置にわたって１つの仮想ディスクを生成するのは
実際的ではない。１つの単一ディスク装置上にある複数
の仮想ディスクでは無駄な未使用空間も有し、この空間
はもう１つの仮想ディスクを保持するには十分でない。

したがってその空間は最後に生成された仮想ディスクに
加えてします、そうしふいと無駄になってしまうからで
ある。

Ｃ６発明が解決しようとする問題点 この発明は以上の事情を考慮してなされたちのであり、
必要に応じて動的に記憶容量を変動させるのでない仮想
ディスクを用いることにより生じる問題点を解消したデ
ータ処理システムのディスク・ドライブ上の空間割り当
て方法を提供することを目的としている。

Ｄ０問題点を解決するための手段 この発明によれば、複数の物理的に継続したブロックす
なわちセクタを有する区画が空間割り当ての基本ユニッ
トとして確立される一方で、ディスク・ファイルのアド
レスの基本ユニットとしてディスク・ブロックが維持さ
れる。複数の物理区画が１つにグルーピングされて物理
ボリュームと呼ばれる。１つにグルーピングされる複数
の物理、ボリュームはボリューム・グループと呼ばれる
。

各物理区画に含まれる物理ブロックの個数および各物理
ボリュームに含まれる物理区画の個数は、物理ボリュー
ムがボリューム・グループ中に導入されたときに固定さ
れる。換言すれば、１つの物理ボリューム・グループ中
のすべての物理区画は同一のサイズとなっている。異な
るボリューム・グループでは区画サイズは異なってよい
。

ＡＩＸファイル・システムすなち１グループの関連する
ファイルをシステムに導入するときに、最少数の物理区
画しか含まれない論理ボリュームが、ファイル・システ
ムを記憶する必要のあるディスク上に形成される。ファ
イル・システムはそれより大きな記憶空間を必要とする
ので、論理ボリューム・マネジャは付加的な物理区画を
その論理ボリュームに割り当てる。論理ボリュームの個
々の物理区画は異なるディスク・ドライブ上にあっても
よい。論理ボリューム・マネジャは各物理区画の初めの
物理アドレスをデバイス・アドレスおよびそのデバイス
上のブロック番号によって特定し、この論理ボリューム
・マネジャが区画マツプを維持し、これによりシステム
が付与した論理アドレスをディスク・ファイル上の実ア
ドレスに関係付けするのを容易にする。

Ｅ、実施例 第１図はこの発明で実施するうえで用いる典型的なデー
タ処理システム１０を機能的に示す。この第１図におい
て、システム・ハードウェア１０はマイクロプロセッサ
１２、メモリ・マネジャ・ユニット１３、主システム・
メモリ１４、Ｉ１０チャネル・コントローラ１６および
Ｉ１０バス２１を有している０図示のように多くの種々
の機能のＩ１０ユニットがバス２１に接続されており、
その中にはディスク・ドライブ１７もある。システムに
記憶されている情報は第１図のブロック１１として機能
的に示されており１通常多くのアプリケーション・プロ
グラム、オペレーティング・システム２４を含んでいる
。オペレーティング・システム２４はここではＡＩＸオ
ペレーティング・システムとする。また１グループのア
プリケーション開発のプログラム２３も図示されている
。アブリケーシミン開発プログラム２３は他のアプリケ
ーション・プログラムを開発するときに利用されるツー
ルである。

第１図のシステムの商用機の例はＩＢＭ　　Ｆ’ＣＲＴ
エンジニアリング・ワークステーションであり、これは
ＡＩＸオペレーション・システムを採用する。

ＡＩＸオペレーティング・システムはＵｎｉｘ型のオペ
レーティング・システムで、システム・コールおよびフ
ァイル統合化機能を含むＵｎｉｘ型の特徴の多くを含ん
でいる。

第２図はＡＩＸオペレーティング・システムのファイル
統合化構造を示す。記憶される情報の基本単位は「ファ
イル」と呼ぶ。各ファイルは「ｍｙ−ｆ　ｉ　ｌ　ｅ、
　００１Ｊのような名を有する。ファイルはグループ化
してよく、１つのグループに属する全ファイル名のリス
トが生成される。このリストは「デイレクト１月と呼ば
れ、それ自体ファイルである。これはｒｍｙ−ｄ　ｉ　
ｒｅｃ　ｔ、　０１０」のような名を有する。第２図に
示すような統合化は反転トリー構造と呼ばれる。ファイ
ル統合化のルートが頂点に位置しているからである。

ファイル統合化のルート・レベルはディレクトリ・ファ
イルおよび他の型のファイルを含む、第２図に示すよう
に、ルート・ブイレフ１−リ・ファイルは他のファイル
ＯｏＡ、００Ｂ、００Ｃ２００ＤおよびＯＯＥの名前を
リストしている。１つのレベルでディレクトリ・ファイ
ルにリストされたファイルはつぎの下位レベルのファイ
ルとして現われる。

ファイル名はユーザが割り当てた名前とパス定義とを含
む、パス定義はルート・ディレクトリで始まり、このル
ート・ディレクトリは取り決めによりスラッシュ記号（
１）で特定され、このルート・ディレクトリに続けてフ
ァイル名またはこのファイル名にいたるためにトレース
されるべきパス中のディレクトリ名を記述する。

第１図においてブロック１１中に示されるプログラム領
域の各々は膨大な数のファイルのを含み、これらは第２
図に示す態様で統括されている。用語［ファイル・シス
テム」は共通の多重レベルのパスを共有する一部のファ
イルまたはファイルのそれぞれの多重レベル・パスの一
部を共有する一部のファイルを意味するのに用いる。

この発明の方法は第１図に示すディスク・ドライブ１７
上の記憶空間を第１図のブロック１１中に表わされたフ
ァイル全部および第２図に示される階層的記憶システム
上に表わされるファイル全部に割り振るように機能する
。

実際にはディスク・ドライブ１７は複数の個別ディスク
・ドライブを含んでよい。そのような個別ディスク・ド
ライブは第３図に示される。第３図に示す装置は複数の
円形磁気ディスク３０を有し、これらディスク３０はシ
ャフト３１に実装されている。このシャフト３１はモー
タ３２により等速度で回転させられている。ディスク３
０の各面３３および３４は磁性材料で被覆されており、
同心円状の複数の磁気トラックを有している。

ディスク・ドライブ１７はさらに複数の磁気変換器３６
を位置決めする機構３５を有している。

磁気変換器３６の各々はそれぞれ１つの面に関連付けら
れている。そしてキャリッジ３８を移動させるため設け
られているアクチュエータ３７に供給されるアドレス信
号３６に応じて、同心円状に記録を行うトラック位置の
１つに関連付けられる。

各ディスクの各面上の記録トラックの１つ１つは記録ト
ラックの仮想シリンダに所属する。仮想シリンダを同じ
くする記録トラックは対応するトラック位置に存在する
。

ディスク・ドライブへの物理アドレスは“ＣＣＨ３″′
で指示される５バイト・アドレスの形をしている。ＣＣ
はシリンダすなわちトラックの番号を表わし、Ｈは磁気
ヘッドすなわち磁気変換器に割り当てられた番号を表わ
す、この番号はディスク面にも対応する。１つのヘッド
あたり１つの面があるからである。またはトラック部分
ののセクタすなわちブロック番号を表わす、このブロッ
クは装置上アドレス可能な最小データ単位として確立さ
れる。

１つのブロックが５１２バイトの記憶位置を有し、１つ
のトラックに３６個のブロックがあることにしよう。シ
ステム・アドレスの目的においては、ファイル中のブロ
ックはゼロから順に番号付けを行うことができる。ブロ
ック番号アドレスから実物理アドレスへの変換は単純な
数学的計算で行える。

プログラミングの観点からは、ディスク・ドライブは物
理ボリューム（Ｐｈｙｓｉｃａｌ　Ｖｏｌｕｍｅ：　Ｐ
　Ｖ　）と呼ばれることがあり、一連のディスク・ブロ
ックと考えられる。物理ボリュームは１個のデバイス・
アドレスを有し、２個の個別のディスク・デバイスを含
むことができない。なぜなら、各デバイスは個別のアク
セス機能を有し、固有のアドレスを要求する。

第４図は種々の記憶エレメントの物理的な関係を示す、
ただし、この種々の記憶エレメントは。

業界において大部分の標準化されているディスク・ドラ
イブのアドレス・アーキテクチャに関連するものである
。

各バイト位置４０は１パイトド分のデータを記憶する。

セクタすなわちブロック４１は特定数、通常５１２個の
順次的または継続したバイト位置を有し、アドレス可能
エレメントの最低レベルである。ブロック４１はトラッ
ク４２にまとめられる。トラック４２は面３３および３
４に統一される。面３３および３４はディスク３１．３
２に統一される。ディスクはディスク・ドライブすなわ
ちディスク記憶デバイス１７１に統一される。２個以上
のディスク記憶デバイス１７１が採用されるならば、そ
れらを統合してディスク・ドライブまたはディスク・フ
ァイルの物理ストリングと呼ぶことができる。実際には
ディスクまたはディスク・トラック４２はブロックを使
用不可にする欠陥を有する１またはそれ以上のセクタ１
７を含むことがある。

この発明を明確に理解するために、以下では、面は実感
なブロックを有しないとする。ただし、アドレス変換構
成において欠陥ブロックにどのように対処するかについ
ては一応説明する。これは使用不可ブロックを含むディ
スク・ドライブ環境においてはこの発明の実効性がない
というように考えないようにするためである。

各物理ボリュームたとえば各個別のディスク・ドライブ
は、電源が最初にオンされたときにシステムが用いる情
報をストアするボリュームの領域を留保している。この
ことはすでに業界の標準になっている。たとえばトラッ
クすなわちシリンダ０−４が特別情報用に留保されてい
る。

各物理ボリュームは少なくとも２つのシリンダを特別用
途に保留している。さらに、物理ボリュームのある所定
領域をブート・コードを保持するのに保留することがで
きる。ブート・コードはシステムがそこから立ち上がる
ものである。ブート・コードは診断ソフトウェアやオペ
レーティング・システムのカーネル（中核部）をロード
するのに用いることもできる。

第１の保留シリンダはシリンダＯである。これは物理ボ
リューム上の第１シリンダである。各物理ボリュームは
シリンダ０の最初の４つのトラックを用いてダイレクト
・アクセス記憶デバイス（ＤＡＳＤ）の種々のタイプの
構成および操作情報をストアする。このＤＡＳＤはシス
テムに取り付けられるものである。この情報のうち所定
のものは物理ボリューム製造者によって実装され、また
他の所定のものはオペレーティング・システムによって
書き込まれる。

物理ボリュームの第２の保留シリンダはカスタマ・エン
ジニアが独占的に使用するようになっている。これはＣ
Ｅシリンダと呼ばれる。このシリンダは常に物理ボリュ
ームの最後のシリンダであり、診断目的に使用される。

ＣＥシリンダはユーザ・データ用に使用できない。ブー
ト・コード領域および非保留領域は構成レコードの内容
との関連で変換されるＩＰＬレコードの内容によってポ
イントされる。

ＩＰＬレコードは１個のブロックからなり、システムが
ブート・コード（もしあれば）を読み、物理ボリューム
を初期化することを可能にする情報を含んでいる。ＩＰ
Ｌレコードは４つの論理セクションに分割される。第１
セクシヨンはＩＰＬレコードＩＤである。第２セクシヨ
ンは物理ボリュームに関するフォーマット情報を含んで
いる。

第３セクシヨンはブート・コード（もしあれば）がどこ
にあり、どのくらいの長さかを示す情報を含んでいる。

第４セクシヨンは物理ボリュームの非保留領域がどこに
あり、どのくらいの長さかを示す情報を含んでいる。

構成レコードは１個のブロックからなり、ＩＰＬレコー
ド、構成レコードまたはバックアップ構成レコードを読
み出す以外のすべてのＩ１０操作用に物理ボリュームが
必要とする情報を含んでいる。構成レコード・フィール
ドは、たとえば構成レコードより、フォーマット後に利
用可能なセクタ数、ＩＰＬレコード、構成レコードまた
はバックアップ構成レコード以外のものを読むのに用い
るインターリーブ・ファクタ、ＩＰＬレコード、構成レ
コードまたはバックアップ構成レコード以外のものを読
むのに用いるセクタごとのバイト数等の項目を含んでい
る。

欠陥ブロック・ディレクトリが設けられて、欠陥ありと
診断されたブロックのレコードを保持している。以下で
はディスクに欠陥ブロックがないとする。または既知の
手法によりそれら欠陥ブロックは処理されるものとする
。

またパワー・オン・システム・テスト（ｐｏｓＴ）制御
ブロック用に１つのトラックが保留されている。このブ
ロックはシステム初期化動作時にメモリ中に生成される
。

物理ボリュームの非保留領域のレイアウトは第５図に示
すようになっている。物理ボリュームの非保留領域の第
１の部分は物理ボリューム記述子、論理ボリューム記述
子、ボリューム・グループ記述子およびネーム記述子領
域を含んでいる。物理ボリュームの空間を節約するため
に、この領域の大きさは可変となっている。この大きさ
は、物理ボリュームの大きさ、ボリューム・グループに
許容される論理ボリュームの個数に依存する。物理ボリ
ューム記述子は各物理区画ごとにエントリを含んでいる
。物理区画は物理ボリュームに相当するものである。た
とえば物理ボリュームが２００メガ・バイトで物理区画
が１メガ・バイトであれば、物理ボリューム記述子は２
００個の物理区画エントリを有する。論理ボリューム記
述子はボリュームグループ中に許容されている最大個数
の論理ボリューム用のエントリを含んでいる。これはボ
リューム・グループが生成されたときに特定され、たと
えば１２８個である。

第５図に示す非保留領域のレイアウトでは２００メガ・
バイトの物理ボリュームで゛、１メガ・バイトの物理区
画サイズで、ボリューム・グループ中の省略時の論理ボ
リュームの最大個数は１２８となっている。すべての数
は１６進表示である。

所与の物理アドレスが物理ボリュームの非保留領域の最
初からのオフセット（セクタ中）になっていることにす
る。

各物理ボリュームは、物理ボリュームおよびその物理区
画の状態を示す物理ボリューム記述子と呼ばれるテーブ
ルを含んでいる。物理ボリューム記述子のサイズはそれ
が記述している物理ボリュームのサイズに直接比例する
。物理ボリューム記述子は記述子ヘッダおよび物理ボリ
ューム中の各物理区画ごとの１つのエントリを有してい
る。この実施例の物理ボリューム記述子は同一の物理ボ
リュームに複写され、いかなる物理区画中にも含まれず
、第６図に示すようなフォーマットを有する。

物理ブロック番号およびＤＡＳＤデバイス配置形状との
間には明示的な関係は何らないことに留意されたい、物
理区画は、物理ブロックへのアクセスが最適化される態
様でＤＡＳＤ上に割り振られなければならない。物理ボ
リューム記述子はその２つのコピーが単一のミスでなる
べく消去されないような態様でＤＡＳＤ上に割り振られ
るべきである。

第６図に示される物理ボリューム記述子ヘッダの詳細は
第６ａ図に示されている。物理ボリューム記述子ヘッダ
は物理ボリュームの情報および物理区画マツプの内容の
情報を含み、第６ａ図に示すフォーマットを有している
。

物理ボリューム記述子ヘッダ中の種々のフィールドはつ
ぎのようなものである。

ＶＯＬＵＭＥ　　ＣＨＥＣＫ　　ＦＯＲＭＡＴは物理ボ
リュームが初期化されてオペレーティング・システムに
適合するデータを含みうるかどうかを判別するのに用い
る。さらに、このフィールドはディスク上の情報のバー
ジョンおよびリリース・レベルを示すのに用いることも
できる。

ＰＨＹＳＩＣＡＬ　　ＶＯＬＵＭＥ　　ＩＤは物理ボリ
ュームを個別に統一的に特定する６４ビツトの数である
。この固有の識別子は物理ボリュームの製造者により割
り当てられると考えるべきだが、論理ボリューム・マネ
ジャによって割り当てられてもよい。

物理ボリュームがシステムにおいて最初に導入されたと
きに構成レコードの「固有識別子」フィールド（バイト
６Ｏ−６７）が非零であれば、この値は物理ボリューム
記述子ヘシダのＰＨＹＳＩＣＡＬ　　ＶＯＬＵＭＥ　　
ＩＤフィーｊｖド中ニコピーされ、その時点から論理ボ
リューム・マネジャによって物理ボリューム用の固有の
識別子として使用される。

ＰＨＹＳＩＣＡＬ　　ＶＯＬＵＭＥ　　ＴＩＭＥＳＴＡ
ＭＰはプロセッサ・タイム・オブ・デイ・クロック内容
のコピーを含み、物理ボリューム記述子が最も最近に更
新された時間を示す。

ＰＨＹＳＩＣＡＬ　　ＶＯＬＵＭＥ　　ＮＡＭＥｔｉ物
理ボリュームの名前を示すネーム記述子領域への１６ビ
ツト・オフセットである。ＰＨＹＳＩＣＡＬ　　ＶＯＬ
ＵＭＥ　　ＮＡＭＥは空（ｏｘｏｏ。

Ｏ）かまたはＯおよび２５５のＡＳＣＩＩ文字の間の空
終了ストリングとしてフォーマットされているフィール
ドを指示する。取り決めではＰＨＹＳＩＣＡＬ　　ＶＯ
ＬＵＭＥ　　ＮＡＭＥは物理、ボリュームと関連する特
別のファイル（たとえば／ｄｅ　ｖ　／　ｐ　ｖ　Ｏ）
の名前を指示する。

ＰＰ　　５ＩＺＥは物理ボリューム上の物理区画のサイ
ズを表わす、ＰＰ　　５ＩＺＥは１６から２８の範囲の
整数であり、システム・アトミニストレータによって割
り当てられる。この物理ボリュームを含むボリューム・
グループ中のすべての物理区画の大きさはＰＰ　　５Ｉ
ＺＥの値で特定される１６〜２８の２のべき乗である。

ＭＯＵＮＴＡＢＬＥは物理ボリュームがマウント可能か
どうかを特定するものである。

ＰＰ　　Ｃ０ＵＮＴは物理ボリューム上に割り当て可能
な物理区画の最大数を示す、ＰＰ　　Ｃ０ＵＮＴは１か
ら１０２３の範囲の整数であり、論理ボリューム・マネ
ジャが物理ボリュームによりサポートされている物理ブ
ロックの数および各物理区画の大きさから計算する。

物理区画のマツプ・エントリの詳細は第６ｂ図に示され
ている。

物理区画マツプは最高１０２３個の物理区画マツプ・エ
ントリからなる組を含んでいる。各エントリは当該物理
ボリューム内の１個の物理区画を記述しており、また第
６ｂ図に示すようなフォーマットを有する。この場合ビ
ット番号は１０進数である。バイト・オフセットは１６
進数である。

スラッシュ（／／）は保留フィールドを示す。

ＬＯＧＩＣＡＬ　　ＶＯＬＵＭＥ　　ＮＡＭＥは当該物
理区画を含む論理ボリュームの名前を表わすネーム記述
子領域への１６ビツト・オフセットである。ＬＯＧＩＣ
ＡＬ　　ＶＯＬＵＭＥ　　ＮＡＭＥは空のポインタであ
るか、またはＯおよび２５５のＡＳＣＩＩ文字の間の空
終了ストリングとしてフォーマットされているフィール
ドをポイントする。取り決めでは、ＬＯＧＩＣＡＬ　　
ＶＯＬＵＭＥ　　ＮＡＭＥは論理ボリュームに関連する
特別のファイル（たとえば／　ｄ　ｅ　ｖ　／　ｈ　ｄ
　Ｏ）の名前をポイントする・ ＬＯＧＩＣＡＬ　　ＰＡＲＴＩＴＩＯＮ　　ＮＵＭＢＥ
Ｒは物理区画を含む論理ボリューム内の、当該物理区画
によって表わされる論理区画を示す。

ＬＯＧＩＣＡＬ　　ＰＡＲＴＩＴＩＯＮ　　ＮＵＭＢＥ
ＲはＯから４０９５の範囲の整数であり、論理ボリュー
ム・マネジャによって割り当てられる。

ＰＡＲＴ　　ＴＹＰＥは物理区画の型を示し、つぎのよ
うなものである。

０ＸＯＯ：使用不能区画、 ○Ｘ０１：未割り振り ０ＸＯ２：非鏡映論理区画の単一コピー０ＸＯ３：単一
鏡映論理区画の主コピー０ＸＯ４：二重鏡映論理区画の
副コピーＰＨＹＳＩＣＡＬ　　ＶＯＬＵＭＥ　　ＴＩＭ
ＥＳＴＡＭＰはプロセッサ・タイム・オブ・デイ・クロ
ックの内容のコピーを有しており、直近に物理ボリュー
ム・マツプ・エン１−りが更新された時刻を示している
。

フィールドＩＳＴ　　ＡＬＴ　　ＶＯＬ、ｌ５Ｔ−ＡＬ
Ｔ　　ＰＡＲＴ、２ＮＤ　　ＡＬＴ　　ＶＯＬ、２ＮＤ
　　ＡＬＴ　　ＰＡＲＴはすべて鏡映コピーの情報に関
連する。この実施例において鏡映機能がどのように管理
されるかを理解することは必要でないから、ここでは説
明しない。

物理ボリューム記述子は、システム故障に直面したとき
にも内容上の一貫性を保持しうるように特別の態様で更
新されることに留意されたい。

各物理ボリュームは論理ボリューム記述子と呼ばれるテ
ーブルをも含んでいる。この記述子はボリューム・グル
ープ中の論理ボリュームを記述するものである。論理ボ
リューム記述子は記述子ヘッダと、ボリューム・グルー
プにおいて許容される論理ボリュームの最高数を上限と
して各論理ボリュームあて１個のエントリとを有してい
る。この最高数はボリューム・グループが生成されると
きに特定される。省略時にはたとえば１２８となる。ボ
リューム・グループ中のすべての物理ボリュームは論理
ボリューム記述子の同一のコピーを有している。

論理ボリューム記述子は物理ボリュームごとに複写され
、物理区画単位では含まれない。これは第６ｃ図のうよ
なフォーマットを有する。論理ボリューム記述子は、単
一故障で記述子の両コピーを消去する可能性がなるべく
少なくなるような手法でＤＡＳＤ上に割り振らけなけれ
ばならない。

第６ｃ図の論理ボリュー記述子ヘッダの詳細な第６ｄ図
に示される。論理ボリューム記述子ヘッダは当該ボリュ
ーム・グループ中の論理ボリュームに関する情報を含ん
でおり、そのフォーマットは第６ｄ図に示すとおりであ
る。ここでビット番号は１０進数である。バイト・オフ
セットは１６進数である。スラッシュ（／／）は保留フ
ィールドを示す。

論理ボリューム記述子ヘッダ内の種々のフィールドはつ
ぎのようにできる。

ＬＯＧＩＣＡＬ　　ＶＯＬＵＭＥ　　ＴＩＭＥＳＴＡＭ
Ｐはプロセッサ・タイム・オブ・デイ・クロックの内容
のコピーを有し、論理ボリューム記述子が直近に更新さ
れたのがいつかを示す。

ＶＯＬＵＭＥ　　ＧＲＯＵＰ　　ＮＡＭＥは当該物理ボ
リュームを含むボリューム・グループの名前を示すネー
ム記述子への１６ビツトオフセツトである。ＶＯＬＵＭ
Ｅ　　ＧＲＯＵＰ　　ＮＡＭＥは０および２５５のＡＳ
ＣＩＩ文字の間の空終了ストリングとしてフォーマット
されているフィールドへポイントする。

ＬＶ　　Ｃ０ＵＮＴはボリューム・グループ中の現在の
論理ボリュームの個数を示す。ＬＶ　　Ｃ０ＵＮＴは０
からＭＡＸ　　ＬＶＳ（７）間の整数である。

ＭＡＸ　　ＬＶＳはボリューム・グループ中に許容され
る論理ボリュームの最大個数である。この値はボリュー
ム・グループが生成されたときに特定される。ＭＡＸ　
　ＬＶＳはたとえばＯから１０２３の範囲の整数である
。ゼロが特定されると、省略時の１２８が用いられる。

論理ボリューム・マツプ・エントリの詳細は第６０図に
示される。論理ボリューム・マツプは論理ボリューム・
マツプ・エントリの組を含む。このエントリの各々はボ
リューム・グループ内の１つの論理ボリュームを記述し
、第６ｅ図に示すようなフォーマットを有する。ここで
ビット番号は１０進数であり、バイト・オフセットは１
６進数である。

ＬＯＧＩＣＡＬ　　ＶＯＬＵＭＥ　　ＩＤは論理ボリュ
ームを個別にかつ統一的に識別する６４ビツト番号を含
む、この固有のＩＤは論理ボリューム・マネジャによっ
て割り当てられる。

ＬＯＧＩＣＡＬ　　ＶＯＬＵＭＥ　　ＮＡＭＥは論理ボ
リュームの名前を示すネーム記述子領域への１６ビツト
のオフセットを含む、ＬＯＧＩＣＡＬＶＯＬＵＭＥ　　
ＮＡＭＥは空ポインタテアルカ。

または０および２５５のＡＳＣＩＩ文字の間の空終了ス
トリングとしてフォーマットされたフィールドをポイン
トする。取り決めでは、ＬＯＧ　Ｉ　ＣＡＬ　　ＶＯＬ
ＵＭＥ　　ＮＡＭＥは論理ボリュームに関連する特別な
ファイル（たとえば／ｄｅｖ／ｈｄｏ）の名前をポイン
トする。

ＭＡＸＳ　Ｉ　ＺＥは当該論理ボリュームが成長しうる
最高の大きさ（区画内において）を示す。

ＬＶ　　ＴＹＰＥは論理ボリュームの型を示し、つぎの
ようになっている。

ｏｘｏｏ：不知 ０ＸＯＩ：オペレーティング・システム・ページング空
間を含む。

０ＸＯ２：○Ｓログを含む。

○Ｘ０３：○Ｓファイル・システムを含む。

０ＸＯ４：　ＯＳダンプ・ボリュームを含む。

０ＸＯ５：　ＤＯＳファイル・システムを含むＭＩＲＲ
ＯＲは論理ボリュームが鏡映されるべきかどうかと、鏡
映の個数とを示す、ＭＩＲＲＯＲは非鏡映、単一鏡映、
二重鏡映にできる。

ＮＰＡＲＮ　　５ＥＬＥＣＴは論理ボリュームに対し次
の物理区画を選択するときに用いるアルゴリズム番号を
示す。

ＭＩＲＲＯＲ５ＥＬＥＣＴは論理ボリュームに対し論理
区画用の鏡映を選択するときに用いるアルゴリズム番号
を示す。

ＮＵＭ　　ＰＶＳは論理ボリュームのコピーが制限され
る物理ボリュームの個数を示す、制限がなければゼロで
ある。

ＰＶ　　ＮＡＭＥは、論理ボリューム用の区画が割り振
り開始される物理ボリュームの名前を示すネーム記述子
領域への１６ビツトのオフセットである。

ＭＩＰＶ　　ＮＡＭＥは論理ボリュームの主鏡映用の区
画が割り振り開始される物理ボリュームの名前を示すネ
ーム記述子領域への１６ビツトのオフセットである。

Ｍ２ＰＶ　　ＮＡＭＥは論理ボリュームの副鏡映用の区
画が割り振り開始される物理ボリュームの名前を示すネ
ーム記述子領域への１６ビツトのオフセットである。

ＬＯＧＩＣＡＬ　　ＶＯＬＵＭＥ　　ＴＩＭＥＳＴＡＭ
Ｐはプロセッサ・タイム・オブ・デイ・クロックの内容
のコピーを有し、論理ボリューム・マツプ・エントリが
直近に更新された時刻を表わす。

各物理ボリュームはボリューム・グループ記述子という
テーブルも有する。ボリューム・グループ記述子は物理
ボリュームを含むボリューム・グループの状態を表示す
る。１つのボリューム・グループ内のすべての物理ボリ
ュームはボリューム・グループ記述子の同一のコピーを
有する。ボリューム・グループ記述子は同一の物理ボリ
ューム上で複写され、物理区画単位では含まれない。フ
ォーマットは第６ｆ図に示すとおりである。ボリューム
・グループ記述子は、その両コピーが単一の故障で消去
されるのを抑えるような態様でＤＡＳＤ上に割り振られ
る。

ボリューム・グループ記述子ヘッダの詳細を第６ｆ図に
示す。ボリューム・グループ記述子ヘッダはボリューム
・グループに関する情報およびボリューム・グループ・
マツプの内容に関する情報を有し、第６ｇ図に示すよう
なフォーマットを有する。この場合バイト・オフセット
は１６進数である。

ボリューム・グループ記述子ヘッダ内の種々のフィール
ドはつぎのとおりである。

ＶＯＬＵＭＥ　　ＧＲＯＵＰ　　ＴＩＭＥＳＴＡＭＰは
プロセッサ・タイム・オブ・デイ・クロックの内容のコ
ピーを有し、ボリューム・グループ記述子が直近に更新
された時刻を示す。

ＶＯＬＵＭＥ　　ＧＲＯＵＰ　　ＩＤはボリューム・グ
ループを識別する個別の統一的な６４ビツトの番号を含
む、この固有の識別子は論理ボリューム・マネジャによ
って割り振られる。

ボリューム・グループ・マツプ・エントリの詳細は第６
ｈ図に示す。ボリューム・グループ・マツプは２５４個
のボリューム・グループ・マツプ・エントリの組を有し
、各エントリはボリューム・グループ内の１個の物理ボ
リュームを記述し、第６ｈ図に示すフォーマットを有す
る。ここでビット番号は１０進数である。バイト・オフ
セットは１６進数である。スラッシュ（／／）は保留領
域を示す。

ボリューム・グループ・マツプ・エントリ内の種々のフ
ィールドはつぎのとおりである。

ＰＨＹＳＩＣＡＬ　　　ＶＯＬＵＭＥ　　　ＮＵＭＢＥ
Ｒは物理ボリュームを個別に統一的に特定する６４ビツ
トの番号を含む。この固有の識別子は物理ボリュームの
製造者によって割り振られていると考えるべきであるが
、論理ボリューム・マネジャが割り振ることもできる。

ＰＨＹＳＩＣＡＬ　　ＶＯＬＵＭＥ　　ＮＡＭＥは当該
物理ボリュームの名前を示すネーム記述子領域への１６
ビツトのオフセットである。ＰＨＹＳＩＣＡＬ　　ＶＯ
ＬＵＭＥ　　ＮＡＭＥは空ポインタか、またはＯおよび
２５５のＡＳＣＩＩ文字の間の空終了ストリングとして
フォーマットされているフィールドへポイントを行う。

ＶＯＬＵＭＥ　　ＧＲＯＵＰ　　ＮＡＭＥは当該物理ボ
リュームを含むボリューム・グループの名前を示すネー
ム記述子領域への１６ビツトのオフセラトチある。ＶＯ
ＬＵＭＥ　　ＧＲＯＵＰ　　ＮＡＭＥは空ポインタか、
または０および２５５のＡＳＣＩＩ文字の間の空終了ス
トリングとしてフォーマットされているフィールドへポ
イントを行う６ボリユーム・グループ記述子テーラを第
６１図に示す。ボリューム・グループ記述子テーラはボ
リューム・グループに関する情報およびボリューム・グ
ループ・マツプの内容に関する情報を含み、第６１図に
示すフォーマットを有する。ここでビット番号は１０進
数である。バイト・オフセットは１６進数である。スラ
ッシュ（／／）は保留フィールドを示す。

ＶＯＬＵＭＥ　　ＧＲＯＵＰ　　ＴＩＭＥＳＴＡＭＰは
プロセッサ・タイム・オブ・デイ・クロックの内容のコ
ピーを含み、ボリューム・グループ記述子が直近に更新
された時刻を示す。

種々のデータ構造について上述した際に触れたネーム記
述子領域はボリューム・グループとこのボリューム・グ
ループ内のすべて物理ボリュームおよび論理ボリューム
とに関する名前文字ストリングを含む未フォーマットの
領域である。ネーム記述子領域の大きさはボリューム・
グループ内の物理ボリュームおよび論理ボリュームの最
大個数に対応する。ボリューム・グループに対する論理
グループの最大個数は生成される。

ネーム記述子領域は物理区画単位では含まれない。

第７図は論理ボリュームのレイアウトを示す。

ここでブロック番号は１０進数である。図示の論理区画
の大きさは６４キロ・バイト（１２８（ｌｉの論理ブロ
ック）である。

好ましい実施例では、／　ｄ　ｅ　ｖ　／　ｌ　ｕ　ｍ
と名付けられたファイルによってこの発明の手法が実理
される。このファイルは論理ボリューム・マネジャであ
る。

論理ボリューム・マネジャ（ＬＶＭ）は論理ボリューム
、物理ボリュームおよびボリューム・グループを生成し
、修正し、検索することを可能とする。ＬＶＭは動的に
より多くの空間が必要になると、自動的に特定の最大サ
イズまで拡大していく、論理ボリュームは同一ボリュー
ム・グループの物理グループにわたって広がることがで
き、高信頼性、高可用性、高効率性を向上させるべく鏡
映化することができる。論理ボリューム、ボリューム・
グループおよび物理ボリュームはすべて■Ｄを有し、こ
れによりシステム上の同−型のデバイスと固有に識別す
ることができる。

ＬＶＭはｌ０ＣＴＬシステム・コールへのコールにより
実行される多くのオペレーションを含む。

この発明に関連して最も重要な２つのｌ０ＣＴＬオペレ
ーシヨンはクリエート・ロジカル・ボリューム（ＣＲＥ
ＡＴＬＶ）とインストール・フィジカル・ボリューム（
ＩＮＳＴＡＬＬＰＶ）とである、標準的なｌ０ＣＴＬデ
ータ構造（図示しない）は種々のオペレーションで用い
られる情報をストアするために採用されている。

ＣＲＥＡＥＬＶは特定されたボリューム・グループにお
いて１の論理ボリュームを生成する、ＣＲＥＡ置Ｖの構
造は論理ボリュームを生成するのに必要な情報を含んで
いる。この情報はっぎのとおりである。

ＬＶＮＡＭＥフィールドは２５５以下のバイトの空終了
ストリングをポイントしなければならない。

ＶＧ　　ＩＤフィールドは当該論理グループを含むボリ
ューム・グループを特定する。

ＬＶＴＹＰＥフィールドは論理ボリュームの型たとえば
エイジング・スペース、ファイル・システム等を特定す
る。

ＩＮＩＴＳＩＺＥフィールドは論理ボリュームの初期の
大きさを論理区画の個数で特定する。

ＭＡＸＳ　Ｉ　ＺＥフィールドは論理ボリュームの最大
サイズを論理区画の個数で特定する（０から４０９６で
ある。ここでＯは最大数無制限である）。

ＰＶ　　ＩＤフィールドは論理ボリューム用に区画を割
り振り開始する物理ボリュームを特定する。

ＮＵＭ　Ｐ　Ｖ　Ｓフィールドは論理ボリュームの各コ
ピーが制限される物理ボリュームの個数を特定する。無
制限であればゼロである。

ＭＩＲＲＯＲフィールドは当該論理ボリュームが鏡映さ
れるべきかを示し、また鏡映の数を示す。

ＮＰＡＲＴＮ　　５ＥＬＥＣＴフイールドは当該論理ボ
リュームに対しつぎの物理区画を選択するときに用いら
れるアルゴリズム番号を示す。ＭＴＲＲＯＲ５ＥＬＥＣ
Ｔフイールドは論理区画に対して鏡映を選択するときに
用いるアルゴリズム番号を示す。

ＭＩＰＶ　　ＩＤおよびＭ２ＰＶ　　ＩＤフィー／Ｌ／
ドはそれぞれ主鏡映および副鏡映に対する区画を割り振
り開始する物理ボリュームを示す、鏡映なしと特定され
れば、これらフィールドは空になる。

論理ボリューム・マネジャは論理ボリュームに対して固
有のＩＤを生成しＣＲＥＡ置Ｖバッファ中のＬＶ　　Ｉ
Ｄフィールドに戻す。

第８図はボリューム・グループを生成する際のステップ
を示すフローチャートである。この図は図自体で充分説
明されており、詳細説明は不必要である。

インストール物理ボリューム（ＩＮＳＴＡＬＬＰＶ）シ
ステム・コールは特定ボリューム・グループ中に物理ボ
リュームを導入するよう機能する。

システム・アトミニストレータによって送出されたＡＩ
Ｘコマンドはアトミニストレータからの要求パラメータ
でｌＮ５ＴＡＬＬＰＶ　　ｌ０ＣＴＬを要求する。特定
ボリューム・グループが存在しないなら、供与された情
報でボリューム・グループが生成される。マウント可能
な物理ボリュームの各々はそれ自体１ボリユーム・グル
ープ中になければならない。

ｌＮ５ＴＡＬＬＰＶ構造は物理ボリュームを特定ボリュ
ーム・グループ中に導入するのに必要な情報を含み、ボ
リューム・グループがないなら、それを生成する。特定
ボリューム・グループが存在するなら、ＰＰＳ　Ｉ　Ｚ
Ｅ、ＶＧＮＡＭＥおよびＭＡＸＩＶＳフィールドは無視
されることになる。

ボリューム・グループが存在しないなら、論理ボリュー
ム・マネジャがボリューム・グループ用の固有のＩＤを
生成し、このＩＤをｌＮ５ＴＡｆ、ＬＰｖバッファのＶ
Ｇ　　ＩＤフィールドに戻す。

ＮＡＭＥフィールドは２５５バイト以下の空終了ストリ
ングをポイントしければならない。

ＭＡＸＬＶＳフィールドは当該ボリューム・グループ中
の論理ボリュームの最大個数を特定する。

ゼロが特定されれば、ボリューム・グループごとの論理
ボリュームの省略時最大個数、１２８が採用されること
になる。

ＰＰＳ　Ｉ　ＺＥフィールドは当該ボリューム・グルー
プ中のすべての論理ボリューム用の物理区画の大きさ（
バイト表示）を示す。

ＭＯＵＮＴＡＢＬＥフィールドは物理ボリュームがマウ
ント可能（１）か不可能（０）かを示す。

論理ボリューム・マネジャは物理ボリューム用の固有の
ＩＤを生成してｌＮ５ＴＡＬＬＰＶバツフアのＰＶ　　
ＩＤフィールドに戻す。

第９図は物理ボリュームを導入する際のステップのフロ
ーチャートである。この図自体で充分説明がなされてい
るので、詳細な説明は行わない。

他の特定対のファイル（ｄｅｖ／ｈｃｌｎおよびｄｅｖ
／ｐｄｎ）は論理ボリューム・デバイス・ドライバおよ
び物理ボリューム・デバイス・ドライバを支援する。

論理ボリューム・デバイス・ドライバおよび物理ボリュ
ーム・デバイス・ドライバは物理ポリュ−ムおよび物理
ボリュームへのブロックおよび文字（行）アクセスを実
現する。Ｃ０ＮＦＩＧデバイス・ドライバは小デバイス
番号を論理ボリュームに関連付ける。通常、特別ファイ
ル／ｄｅｖ／ｈｄｎおよび／　ｄ　ｅ　ｖ　／　ｒ　ｈ
　ｄ　ｎには小デバイス番号ｎが付与される。小デバイ
ス番号Ｏの論理ボリュームは常にシステム・プログラム
を初期ロードするのに用いる論理ボリュームである。

行Ｉ１０を実行する際には、読み出しまた。書き込みさ
れるバイトの数は５１２バイト（論理ブロック）の複数
倍である。同様にＬＳＥＥＫシステム・コールは５１２
の倍数のバイトを特定する。

所与のＤＡＳＤ上のすべてのオペレーションはそのＤＡ
ＳＤ　（を含むボリューム・グループ）用の駆動サイト
で実行される。クラスタ構成では、各サイトがボリュー
ム・グループを駆動サイトヘマッピングするテーブルを
保持する。このテーブルはＩＰＬ時に初期化され、カー
ネル・コモン・フリンジ（ＫＣＫ）の一部となる。１つ
のクラスタ中に最高で２５５個の駆動サイトと２５５個
のボリューム・グループが実現可能であるがら、高々２
５６バイトの（固定）ストレージに表わすことができる
。

論理アドレスを物理アドレスに、また物理アドレスをデ
バイス・アドレスにマツピングするのに用いる手法をつ
ぎに説明する。

常にではないけれど典型的にはＤＡＳＤへのアクセスは
論理アドレスすなわちボリューム・グループ、論理ボリ
ューム、論理ブロックにより行われる。物理アドレスす
なわちボリューム・グループ、物理ボリューム、物理ブ
ロックにより行われるのではない。

論理アドレス・アクセス要求を処理するデバイス・ドラ
イバはその要求に含まれる論理アドレスを物理アドレス
にマツピングしたのちその要求を処理する必要がある。

論理ブロックは１から３個の物理ブロックをマツピング
する。これは（１）論理ブロックの主コピー、（２）論
理ブロックの副コピー（もしあれば）、（３）論理ブロ
ックの第３コピー（もしあれば）に応じたものである。

鏡映は論理アドレスを物理アドレスにマツピングする際
に行う。

第１０図は所定の論理アドレスを対応する物理アドレス
に効率良くマツピングするのに用いることができるデー
タ構造を説明している。小さなボックス５０はボリュー
ム・グループ中の各論理ボリュームごとに１つエントリ
５１を有するアレイを表わしている。このアレイ中のエ
ントリは２つのフィールドすなわち（１）表示されてい
る論理ボリュームに割り振られた論理区間の個数Ｌ’　
Ｐ　Ｎ（もしあれば）、（２）論理区画アレイ５３への
ポインタＬＰＳ５２を含む。

大きなボックス５３はボリューム・グループ中の各論理
区画ごとに１つエントリ５４を有するアレイを表わす、
このアレイ中の有効なエントリは６個のフィールドを含
み、これらフィールドは論理区画中のコピーを含む物理
区画を記述するのに用いる。これらはつぎのとおりであ
る。

１、ＰＶＯ：主コピーを含む物理ボリューム２、ＰＶｌ
：副コピーを含む物理ボリューム３、ＰＶ３：第３コピ
ーを含む物理ボリューム４、ＰＰＯ：主コピーを含む物
理区画 ５、ＰＰＩ：副コピーを含む物理区画 ６、ＰＰ２：第３コピーを含む物理区画物理ボリューム
を特定するフィールドの１つが番号２５５を含んでいる
なら、論理区画の対応するコピー用に物理区画が割り振
られていない。

論理アドレスを物理アドレスにマツピングするために、
駆動サイトで起動している論理ボリューム・デバイス・
ドライバは（１）論理ボリューム番号により論理ボリュ
ーム・マツプへとインデクシングを行い、（２）論理ボ
リューム内に含まれる第１の論理区画に対応する論理区
画マツプ中のエントリを発見し、（３）論理区画の正し
いコピーに対応する物理ボリュームおよび物理区画を参
照する。

第１０図に示されるデータ構造は付加的な論理ボリュー
ムを割り振り、また付加的な論理区画を論理ボリューム
を割り振るための空間を含んでいる。たとえば論理区画
アレイ中のエントリ２が未使用であり、第３論理区画を
論理ボリュームＯに割り振るのに用いることができる。

物理要求を処理するデバイス・ドライバはその要求内の
物理アドレスをデバイス・アドレスにまッピングしたの
ちに要求処理を行わなければならない。物理アドレスと
それに関連するデバイス・アドレスとの間にはアーキテ
クチャ上の関連はない。欠陥ブロックの再割り振りが、
物理アドレスからデバイス・アドレスへのマツピング時
に行われる。多くのディスクがそれ自体で所定量の欠陥
ブロック再割り振りを実行することに留意されたい。

物理アドレスをデバイス・アドレスヘマッピングするの
に用いることができる手法についてつぎに説明する６ 第１１図は欠陥ブロック再割り振りを容易に行えるよう
にするデバイス・レイアウトおよび物理アドレスからデ
バイス・アドレスへのマツピングを示している。この図
において、物理区画および論理区画は１２８ブロツク長
とする。各物理ブロックには予備として１ブロツクが割
り振られている。必要であれば予備ブロックを用いて再
割り振りされるブロックの内容を保持することができ、
このことから予備ブロックは再割り振りブロックと呼ば
れる。所定の物理区画中の欠陥ブロックはその物理区画
の直後に位置する予備ブロックに再割り振りする必要は
ない。しかし欠陥ブロックを近傍に割り振るのが好まし
い。

第１１図に示す物理ブロックの配列によれば１の物理区
画内の物理ブロックへのランダム・アクセスおよび順次
アクセスの双方を効率良く行うことができ、また欠陥ブ
ロックの再割り振りを効率良く行うことができる。この
例では欠陥ブロック再割り振り用に割り当てられる空間
の量はデバイスの１２８分の１であり、すなわち１％以
下である。

デバイスの特性によってはより多くの、あるいはより少
ない空間が欠陥ブロック再割り振りを実現するために割
り当てられる。

第１２図は欠陥ブロックを効率良く再割り振りするのに
用いることが可能なデータ構造を示している。小さなボ
ックス６０はハツシュ・アンカ・テーブルを示し、この
テーブルは所定の１の物理ボリューム内の欠陥ブロック
用のものである。このアレイ中のエントリ６１は空（対
応するハツシュ連鎖が空白であることを示す）であるか
、または非空（対応するハツシュ連鎖が空白でないこと
を示す）である。エントリが非空であれば、エントリは
欠陥ブロック・テーブル６２をポイントする。

アレイ６２は１の物理ボリューム中の各欠陥ブロックご
とにエントリ有する。このアレイ中の有効エントリは４
つのフィールドを含み、これらは欠陥ブロックを記述す
るのに用いられる。これらはつぎのとおりである。

１、ｖ：欠陥ブロックを含む物理ボリューム番号２．０
ＬＤＢＬＯＣＫ：欠陥ブロックの物理ブロック・アドレ
ス ３．０ＯＦＦ：再割り振りブロックを位置決めするのに
用いるオフセット ４、ＮＥＸＴ：ハツシュ連鎖にかかるつぎのエレメント
（もしあれば）へのポイン タ 物理アドレスをデバイス・アドレスヘマッピングするた
めに、駆動サイトで起動している物理ボリューム・デバ
イス・ドライバは（１）物理区画の初めを位置決めし、
（２）その物理区画内の物理ブロック・アドレスを位置
決めし、（３）物理ブロック・アドレスのハツシュを実
行し、（４）物理ボリューム番号および物理ブロック・
アドレスを発見すべく欠陥ブロック・ハツシュ連鎖をサ
ーチする。もし発見されれば、物理ブロックに欠陥があ
り、再割り振りしなければならない、そうでなければ物
理ブロックに欠陥はなく、再割り振りすべきでない、物
理ブロックを再割り振りしなければならないならば、そ
の物理ブロック・アドレスに含まれるエントリ中で見出
されるオフセットをその物理ブロック・アドレスに足し
合わせる。

足し合わせた結果は新しいデバイス・アドレスであり、
これは再割り振りされた物理ブロックの内容を含むこと
になる。

第１２図に示すデータ構造は付加的な欠陥ブロックをマ
ツピングするための空間を含む。たとえば“ｂｂ６”お
よび“ｂｂ７”で表示されるエントリは現在本使用であ
る。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明が適用されるのに好適なデータ処理シ
ステムを示すブロック図、第２図は第１図のシステムで
記憶されるべき情報を含むファイルの階層的統合化を示
す図、第３図は第１図のディスク・ファイル記憶デバイ
スの構成を示す図、第４図はディスク・ファイルの実ア
ドレス・アーキテクチャ採用されるユニット間の物理的
関係を示す図、第５図は物理ボリュームの非保留領域の
一船釣しイアウドを示す図、第６図は物理ボリューム記
述子のデータを示す図、第６ａ図〜第６１図は第６図の
データ構造の細部を示す図、第７図は論理ボリュームの
レイアウトを示す図、第８図はファイル・システムの初
期導入時のステップを示すフローチャート、第９図はフ
ァイル・システムの動的変化を示すフローチャート、第
１０図は論理アドレスを物理アドレスにマツピングする
手法を説明する図、第１１図は区画のレイアウトおよび
再割り振り欠陥ブロックを説明する図、第１２図は欠陥
ブロックの存在下で物理アドレスをデバイス・アドレス
にマツピングする手法を説明する図である。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 復代理人　　弁理士　　澤　　１）　俊　　失策１図 第２図 第４図 Ｃ’　（）　（）　（）　Ｃ）　（）　ｇ　（）呂８８
　ｇ目目？＝−一〜〜 しｖＤＨ＝論″ｇ１ポ・Ｊ％−ｔ−Ｑ遂↓・−タ”　　
　　　　　第６０図ＬＶＭＥ＝ａｌｌい忙すューム・マ
ツプ・ニジトリ０　　　　　　７８　　　　　’ｌ’＝
＋１ｅ＋　　　　　　ｉ’ｌ１４ｊｌ０々のし０ ００　ｏ　ｏ　Ｆ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ブロック・アドレス可能な記憶ロケーションを有する記
   憶装置を具備するデータ処理システムにおいて関連のあ
   る情報ファイルの統合化グループを記憶する方法におい
   て、 （Ａ）複数のアドレスおよび識別可能な物理区画であっ
   て、各々が予め定められた個数の上記ブロック・アドレ
   ス可能な記憶ロケーションを含むものを確立するステッ
   プと、 （Ｂ）関連する統合化ファイル・グループごとにそのグ
   ループ内の個々のファイルの大きさに応じて上記予め定
   められた数を選択するステップと、 （Ｃ）上記関連する統合化ファイル・グループごとにそ
   のグループを記憶するのに必要な物理区画の最少数を割
   り当てるステップと、 （Ｃ）上記関連する統合化ファイル・グループごとに対
   応する最少数の物理区画に記憶するステップとを有する
   ことを特徴とする統合化ファイル・グループ記憶方法。