JPH03135638A - ログを用いてシャドー組に記憶されるデータを管理する方法及び装置 - Google Patents

ログを用いてシャドー組に記憶されるデータを管理する方法及び装置

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JPH03135638A
JPH03135638A JP2171307A JP17130790A JPH03135638A JP H03135638 A JPH03135638 A JP H03135638A JP 2171307 A JP2171307 A JP 2171307A JP 17130790 A JP17130790 A JP 17130790A JP H03135638 A JPH03135638 A JP H03135638A
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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】 ｌユニ１１ 本発明はデジタルデータを記憶するための装置に関する
。好ましい実施例が、記憶データの一つ以上の複製又は
「シャドー」コピーを行い且つ維持し、記憶データの利
用性を改良するシステムと関連して記述される。
典型的なデジタルコンピュータは、処理されるべき（プ
ログラムインストラクションを含む場合がある）データ
を記憶するための一つ以上の大容量記憶サブシステムを
含む。典型的な大容量記憶サブシステムにおいて、デー
タは実際にはディスク上に記憶される。ディスクは、中
心から選択された半径距離で複数のトラックに分割され
、且つ各トラックを横切る特定の角度領域を決めるセク
タに分割され、各トラック及び一つ以上のセクカが一つ
のブロックを構成し、このブロック内にデータが記憶さ
れる。
記憶されたデータをうっかりして損傷したり、破壊され
る場合があるので、システムは、記憶データの複数のコ
ピーを通常別体の記憶装置に生成するように発展し、装
置又はディスクの一つ上のデータが損傷された場合、こ
のデータは一つ以上の残りのコピーから回復される。こ
の様なコピーはシャドー組として知られている。一つの
シャドー組に於いて、シャドー組の一メンバー上の特定
のブロックに記憶される典型的なデータは、このシャド
ー組の他のメンバー上の対応するブロック内に記憶され
るデータと同じである。複数のホストプロセッサが読み
出し及び書込み形態の要求（ｒＩ１０Ｊ要求）に対して
同時にシャドー組（即ち、並列に）にアクセスすること
が可能なことが通常望まれる。
完全なシャドー組を再構成するために、以前に同じシャ
ドー組のメンバーであったが、有効であるが、一致しな
い可能性もあるデータを現在含む２つ（又はそれ以上の
）記憶装置を「併合」することが時々必要となる。特定
のブロック内のデータは、それが間違いでなければ、即
ち、それが正しければ、エラー修正技術によって決めら
れた様に、有効なものとされ、又それが正しくなくとも
、エラー修正技術を使用して修正可能な場合は、有効な
ものとされる。シャドー組メンバーは、データ内容が異
なる対応するブロックをこのシャドー組メンバーが有す
る場合、一致しないデータを有する。例えば、ポストの
一つが誤動作（即ち、故障）する場合、このホストは成
るシャドー組メンバーで完了され、他のメンバーで完了
されない未処理書込みを有し、一致しないデータの書込
みを結果する。併合動作は、シャドー組メンバーの対応
するブロック上に記憶されるデータが一致することは保
証するが、一致しない場合があるブロック内に記憶され
たデータの保全性（即ち、正確度）を決定することはな
い。データの保全性はより高度な水準の技術によって（
例えば、応用プログラムによって）証明される。
発明の要約 本発明は、シャドー組上で併合操作の様な管理操作を達
成するための好適な実施例に使用される書込み履歴ログ
を一般的な特徴とする。好適な実施例は、一つ以上のデ
ータソースによってアクセスできる記憶媒体のシャドー
組を管理する方法を特徴とし、Ａ、少ないとも一つのデ
ータ源からのデータが書き込まれるシャドー組記憶媒体
内の位置に関連する情報の記録を維持し、 Ｂ、ａ、このログにアクセスしてデータが書き込まれる
一つ以上の位置に関連する情報を決め、ｂ。
前記ログにアクセスする工程の結果に基づいて一つ以上
の位置に関する管理操作を実行することにより管理操作
を実行する工程を有する。好適な実施例において、この
情報はデータが書き込まれる位置のアドレス及びどのソ
ースからデータが書き込まれるかの識別を含む。この管
理操作は、書込みデータを送るソースに基づいて選択さ
れた位置に関連して実行される。この情報は、所定の期
間に渡ってシャドー組に書き込まれたデータに対するロ
グ内に記録される。ログ内のこの情報は、複数のソース
からのデータが書き込まれる記録媒体内の位置に関係す
る。
本発明の好適な実施例は、シャドー組記憶の媒体のどの
セクションが、書込みコマンドのソースにアクセスする
必要なしに（例えば、ソースが利用不能な又は未知であ
るかもしれない）、書込みコマンドの内容であるかをシ
ステムが決めることを可能にする。この情報は併合操作
を達成するのに必要とされる時間を大幅に減少するのに
使用される。通常一致しないシャドー組メンバーのセク
ションのみが、書込み操作の対象であるセクションであ
るので、システムは、時間を浪費しないで、不一致を修
正するためにシャドー組の各メンバーの全ブロックを併
合するが、データが最近書き込まれたブロックのみを併
合する。この結果は、Ｉ１０要求に最小の影響を及ぼし
て、かなり効率的な併合操作となる。
本発明の他の利点及び特徴は以下の詳細な説明及び特許
請求の範囲から明らかになるであろう。
施例の　造及び動 第１図を参照する。本発明が包含するコンピュータシス
テムは、プロセッサー１０、メモリー１２　（バッファ
ー記憶を含む）、及び通信インターフェース１４を各々
含む複数のホスト９を有する。
ホスト９は通信媒体１６を介して（例えば、仮想回路に
よって）各々直接２つ以上の記憶サブシステム（２つの
みが図示されている）に結合している。これら記憶サブ
システムは参照数字１７によって示されている。
各記憶サブシステム１７は、シャドー組のメンバーを構
成する一つ以上のディスク２０を制御するディスク制御
器１８を含む。ディスク制御器１８は、バッファー２２
、プロセッサー２４、及びメモリー２６（例えば、揮発
性メモリー）を含む。
プロセッサ２４は、ホスト９からのＩ１０要求を受信し
て、ディスク２０からの読み出し及びこれへの書込みを
制御する。バッファー２２は、読み出し命令に応じてデ
ータがホストへ転送される以前にディスク２０から読み
出されたデータを記憶する。プロセッサ２４は、以下に
詳述されるメモリー２６内に種々の形態を記憶する。
各ホスト９は、ホスト９が多くの操作を達成するのに必
要とするシステムについての情報を含むテーブルをメモ
リー１２内に記憶する。例えば、ホスト９はサブシステ
ム１７に対するＩ１０操作を達成し、どの記憶サブシス
テムが使用可能か、どのディスクがサブシステム内に記
憶されるか等を知る必要がある。以下に詳細に記述され
る様に、ホスト９は、併合操作がシステム内で特定のホ
スト９によって実行される場合は、Ｉ１０操作に対する
手続きを若干変更する。従って、テーブルは（他の操作
と同様に）継続中の併合操作に関するスティタス情報を
記憶する。テーブルは又他の標準情報を含む。
各記憶サブシステムは複数のディスク２０を含むが、シ
ャドー組のメンバーは異なる記憶サブシステム１７内の
ディスクを含む様選ばれる。従って、ホストは、そのイ
ンターフェース１４通し且つ通信媒体１６を介して、直
接シャドー組の各メンバーにアクセスできるが、同じデ
ィスク制御器１８を介して２つのシャドー組メンバーに
アクセスすることを必要としない。これは、ディスク制
御器１８の一つが故障した場合に「単一点故障」を避け
る。換言すると、シャドー組のメンバーが共通のディス
ク制御器１８を有し、この制御器１８が誤動作をする場
合は、ホストはＩ１０操作を成功裏に達成することがで
きない。好適なシステムにおいては、シャドー組メンバ
ーが「分散」され、一つの装置（例えば、一つのディス
ク制御器１８）の故障がＩ１０操作を禁止することがな
い。
これは、Ｉ１０操作は、他のディスク制御器を介してア
クセスされる他のシャドー組メンバーを使用して達成で
きる。
成る場合に於いて、ホスト９は、シャドー組のメンバー
から成る２つのディスク２０上のデータを一致させる併
合操作を開始する。併合装置において、ホスト９は書込
み及び読み出す命令によって読み出し及び書込み操作を
開始する。更に処理を達成する前に、これらの命令を詳
細に記述することが助けになる。
ホスト９が、シャドー組のメンバーから成るディスク２
０にデータを書き込もうとする時、ホストは第２Ａ図に
図示されるフォーマットの命令を発行する。この命令は
この命令を一義的に識別する「命令参照番号」及び、デ
ータが書き込まれるべきユニット（例えば、ディスク２
０）を識別する「ユニット番号」フィールドを含む。シ
ャドー組のメンバーから成る各ディスク２０に対する書
込み操作を達成するために、ホストはディスク２０を識
別する固有のユニット番号を有する各ディスク２０に対
する分離書込み命令を発行する。
「オプコード」フィールドは、操作が書込みであること
を識別する。「バイトカウント」フィールドは、書き込
まれるべきデータから成るバイトの全数を識別する値を
含み、「論理ブロック番号」は、データが書き込まれる
ディスク上の開始記憶位置を識別する。「バッファー記
述子」は、書き込まれるべきデータを含むホストメモリ
ー１２内の位置を識別する。
「ホスト参照番号」、［エントリローケータ」及び「エ
ントリＩＤ」が以下に記述される様「書込みログ」特性
と結合して使用される。
読み出し命令のフォーマットが第２Ｂ図に図示され、書
込みコマンドフィールドと同様なフィールドを含む。読
み出し命令に対して、バッファー記述子は、ディスクか
ら読まれるデータが記憶されるべきホストメモリー１２
内の位置を含む。読み出し命令は、書込みログ特性、即
ち、ホスト参照番号フィールド、エントリローケータフ
ィールド、及びエントリＩＤフィールド（第２Ａ図）と
関連する書込みコマンド内のフィルードを含まない。
一度ホストが読み出し又は書込み命令を転送すると、こ
の命令は、「ユニット番号」フィールド内で識別される
ディスク２０をセーブするディスク制御器１８によって
受信される。書込み命令に対して、ディスク制御器１８
は識別されたディスク２０と関連する書込み操作を達成
し、［終了メツセージＪを発生源ホスト９に戻す。書込
み命令終了メツセージのフォーマットが第３Ａ図に図示
される。この終了メツセージは、記憶操作を開始した書
込み命令の命令参照番号の内容に対応する内容を有する
命令参照番号フィールド、及びホストに命令が旨く完了
したか否かを知らせるスティタスフィールドを含む多数
のフィールドを含む。
ディスク２０が書込み操作を完了出来ない場合は、ステ
ィタスフィールドは失敗の性質を識別するエラーコード
を含むことができる。
読み出し命令に応答して、ディスク制御器１８は要求さ
れたデータをディスク２０から読み出し、そのデータを
発生源ホストのメモリー１２へ転送する。データが転送
された後、終了メツセージがディスク制御器によって発
生され、発生源に送られる。読み出し命令終了メツセー
ジのフォーマットが第３Ｂ図に示される。読み出し終了
メツセージは書込み命令に対する終了メツセージと類似
するが、この読み出し命令終了メツセージは、書込み履
歴ログ特徴と関連するエントリローケータ又はＩＤフィ
ールドを含まないことが異なる。
ディスク制御器１８は、また最近の書込み操作に関する
情報を各々が記憶する多数の「書込み履歴エントリ」　
（第４図）を含む書込み履歴ログを維持する。上述の様
に、各シャドー組を形成する記憶サブシステムの各々は
一つのプロセッサー２４及び関連するメモリー２６を含
んでいる。書込み操作がシャドー組メンバーに対してな
される時、そのディスク制御器１８は、メモリー２６内
の書込み履歴ログ内に、データが書き込まれたシャドー
組メンバーのデータブロックを示す書込み履歴エントリ
内の情報を記憶する。書込み履歴エントリは、書込み操
作を開始した書込み命令メツセージのソース（例えば、
発生源ホスト）を識別する情報を記憶する。
従って、併合操作が必要になる場合、併合操作を管理す
るホスト９は、併合操作に関わる各シャドー組メンバー
に対する書込み履歴ログにアクセスし、ログエントリか
らどのデータブロックが一致しない場合があるかを決め
る。例えば、第１図内のホスト９の一つが故障するが、
シャドー組のメンバーに対する書込み操作を開始しなけ
れば成らない場合、一つのシャドー組メンバーは書込み
操作を完了し、他のメンバーは完了せず、シャドー組上
のデータは、−度の書込み操作では不一致となる。従っ
て、併合操作は、正しく機能するホストによって達成す
ることができるが、これは、故障したホストが最近書き
込まれることを可能にしたデータブロックに対してのみ
達成されることを必要とされる。これはその他のデータ
ブロックは一致するからである。従って、併合操作を達
成するホストが、シャドー組の各メンバーに関連する書
込み履歴ログにアクセスし、シャドー組内の対応するブ
ロック上での併合を達成する。シャドー組内に書き込ま
れるブロックのみが併合されるので、この操作は、併合
操作を管理するエントリが全シャドー組メンバーの内容
が他のシャドー組メンバーにコピーされることを可能に
する場合よりもより速く完了される。
先ず、どの様にして書込み履歴ログが生成され維持され
るかを記述し、次にこの情報が併合操作でどの様に利用
されるかを記述する。書込みコマンドがディスク制御器
１８の一つによって受信される時、このディスク制御器
はメモリー２６内に書込み履歴エントリを準備し且つ記
憶する。書込み履歴エントリのフォーマットが第４図に
示される。「エントリフラグ」は書込み履歴エントリの
状態を示す。「割り当てられる」フラグは、書込み履歴
エントリが今割り当てられる場合（即ち、書込み操作に
ついての操作を記憶するのに使用される場合）設定され
る。「ユニット番号」フィールドの内容は、書込み履歴
エントリに関連する書込み操作がアドレスされる特定の
ディスクを識別する。「命令識別子／スティタス」フィ
ールドが現在命令（以下に記述されるこのフィールド内
に記憶される情報の例である）の状態を識別し且つ与え
るのに使用される。
「開始論理ブッロク番号」は、関連する書込み操作が開
始するディスクボリューム上のアドレス（位置）を与え
、「転送長」がメンバーのディスクに書き込まれるデー
タのバイトの数を規定する。
即ち、これらのフィールドは、シャドー組メンバーのど
の部分が潜在的に改良されたかを規定する。
「ホスト参照番号」フィールドは、書込み操作、が開始
したホストを識別する。
「エントリＩＤＪフィールドは、ホストによって指定さ
れた値を含んで、一義的に書込み履歴エントリを識別す
る。
「エントリローケータ」フィールドはシャドー組メンバ
ーによって割り当てられた値を含み、書込み履歴エント
リの内部位置、即ち、メモリー２６内の位置を一義的に
識別する。
シャドー組ディスク制御装置１８はホストから書込み命
令を受信する時、制御器は以下の操作を達成する。第１
に、制御器はこの命令メツセージフィールドを妥当なも
のとし、ディスク２０の状態をチエツクし、使用されて
いるプロトコールに対する標準的手法で書込み操作を達
成する。フィールド妥当性又は状態チエツクが失敗した
場合、シャドー組メンバーは、適当なスティタスを含む
スティタスフィールドを有する書込み終了メツセージ（
第３Ａ図）を発行する命令を拒絶する。
制御器は次に書込みコマンド内のフラグをチエツクする
。このフラグは、命令に対する新たな履歴エントリが割
り当てられたか否か、又は前に割り当てられた書込み履
歴エントリが拒絶されたか否かの内容を示す。新たな書
込み履歴エントリが割り当てられる場合、［ホスト参照
番号／エントリローケータＪフィールドはホスト参照番
号を含む。制御器は、メモリー２６内の書込み履歴エン
トリの組を検索して、現在割り当てられていないエント
リ、即ち明瞭な「割り当てられたエントリ」フラグを有
する書込み履歴エントリを探し当てる。
割り当てられた書込み履歴エントリを見出すことかでき
ない場合、制御器１８は命令を完了し、終了命令をホス
トに送る。このホストは、書込み履歴ログがこのホスト
に関して無効であることを示す「スティタス」フィール
ドを有する。制御器は、書込み命令を発生するホストに
対する全書込み履歴エントリを無効にして、他のホスト
が併合操作中にこれらエントリに頼ることを禁止する。
これらエントリはエントリが有効か無効かを示す各エン
トリ内に含まれる「履歴ログ」修飾子を使用することに
より無効にすることができる。
割り当てられない書込み履歴エントリが見出されない場
合、制御器１８が書込み履歴エントリに関連する以下の
操作を達成する。
２１、　４１１り当てられたエントリフラグ」をセット
する。
ｂ、命令メツセージの「ユニット番号」フィールドをエ
ントリの「ユニット番号」フィールドにコピーする。
Ｃ２命令メツセージの「オプコード番号」フィールドの
内容をエントリの「命令■Ｄ／／スティタス」フィール
ドにコピーする。
ｄ、命令メツセージのｒバイトカウント」　（又は「論
理ブロックカウント」）フィールドの内容をエントリの
「転送長」フィールドヘコピーする。
ｅ、命令メツセージの「論理ブロック番号」（又は「宛
先ｌｂｎ」）フィールドの内容をエントリの「開始論理
ブロック番号」フィールドヘコピーする。
ｆ、命令メツセージの「ホスト参照番号」フィールドの
内容をエントリの「ホスト参照番号」フィールドにコピ
ーする。
ｇ、命令メツセージの［エントリＩＤＪの内容をエント
リの「エントリＩＤＪフィールドヘコピーする。
ｈ、命令の通常の処理を継続する。
前に使用された書込み履歴エントリが再使用さるべき場
合は、「ホスト参照番号／エントリローケータ」フィー
ルドは、使用されるべき書込み履歴エントリの位置をき
める「エントリローケータ」を含む。これは、例えば、
「ホスト参照番号フィールド」内で同じ値を有する前の
書込み命令メツセージをホスト９が再転送する場合に生
じる。これを達成するために、制御器１Ｂは、先ず、「
エントリローケータ」フィールドが書込みログ内の書込
み履歴エントリーの組の一つを識別するが否かを決める
。「エントリローケータ」フィールドの内容がこの組内
のエントリーを識別しない場合は、制御器１８はこの命
令を無効命令として拒絶する。「エントリローケータ」
の内容が、書込み履歴エントリの組内のエントリの一つ
を識別する場合は、ディスク制御器１８は「エントリロ
ーケータ」フィールド内の値を、書込み履歴エントリー
組内へのインデックスとして使用し、再使用されるべき
書込み履歴エントリーを見出す。制御器は、見出された
書込み履歴エントリーの割り当てエントリーフラグの設
定をチエツクする。このフラグがクリアーであり、エン
トリーが実際にはまだ割り当てられていなかったことを
示す場合は、制御器１８は、書込み履歴アクセスエラー
のスティタスを有する命令を拒絶する。
制御器は次に識別された書込み履歴エントリーの「命令
識別子／スティタス」フィールドをチエツクして、エン
トリが実行されている書込み命令の様な進行中の命令と
現在関連しているか否かを知る。即ち、制御器は、「オ
プコード」フィールド内の「エンコード」フラグがクリ
アーであるか否かを決める。エンコードフラグは、操作
が開始される時設定され、操作が完了する時クリアーさ
れる。エントリーが進行中の命令と関連する場合、制御
器はこの命令を拒絶して、スティタスフィールドが書込
み履歴エントリアクセスエラーを有するホストへ終了メ
ツセージを送る。
最後に、エントリーが進行中の命令と関係している場合
、制御器は以下の操作を達成する。
ａ、命令メツセージの「ユニット番号」フィールドの内
容をエントリ「ユニット番号」フィールドヘコピーする
。
ｂ、命令メツセージ「オプコード」及び「修飾子」フィ
ールドの内容をエントリ「命令■Ｄ／／スティタス」フ
ィールドヘコピーする。
Ｃ１命令メツセージ「バイトカウント」　（又は「論理
ブロックウカント」）フィールドの内容をエントリの「
転送長」フィールドヘコピーする。
ｄ、命令メツセージ「論理ブロック番号」　（又は「宛
先ｘｂｎ」）フィールドの内容をエントリの「開始論理
ブロック番号」フィールドヘコピーする。
ｅ、命令の正常な処理を続ける。
書込み命令が放棄、終了、又は完了した後、ディスク制
御器は、「エンコード」、「フラグ」及び「スティタス
」終了メツセージフィールドを、命令と関連する書込み
履歴エントリの関連するフィールド内ヘコピーし、標準
処理を継続する。
更に、書込み命令の終了メツセージを戻す前に、ディス
ク制御器は、「ホスト参照番号」、「エントリＩＤＪ、
及び「エントリローケータ」終了メツセージフィールド
を、命令に関連する書込み履歴エントリの対応するフィ
ールド内に含まれる値と等しくする。記述された要求は
、これらのフィールドを命令メツセージから終了メツセ
ージへ直接コピーすることによっても満足されるという
例外があることに注意する。この例外においては、新た
な書込み履歴エントリーが割り当てられた時、制御器は
「エントリローケータ」終了メツセージフィールドを関
連する書込み履歴エントリの「エントリーローケータ」
フィールド内に含まれる値に等しくする。
以下に説明される様に、システムは「比較ホスト」操作
を、２つのシャドー組メンバーを併合するのに使用する
。比較ホスト操作のための命令メツセージフォーマット
が第６Ａ図に示される。比較ホスト操作は、「ユニット
番号」フィールド内で識別されるディスクを支持するデ
ィスク制御器に支持を発生し、「バッファー記述子ｊフ
ィールド内で識別されるホストメモリーのセクション内
に記憶されるデータを、「論理ブロック番号Ｊ及び「バ
イトカウント」フィールドによって識別されるロケーシ
ョン内のディスク上に記憶されるデートと比較する。
比較ホスト命令を受信するディスク制御器は、ホストメ
モリーからの識別データを読み出し、ディスクの識別さ
れたセクションからのデータを読み出し、そしてホスト
から読み出されたデータをディスクから読み出されたデ
ータと比較して要求された操作を実行する。ディスク制
御器は、第６Ｂ図にそのフォーマットが示される終了メ
ツセージを比較ホスト命令を発行したホストへ発行する
。
終了メツセージのスティタスフィールドが、比較データ
が同一であると見做されたか否かを示す。
システムホストは、２つの記憶装置を併合するための操
作を管理する。このシステムはホストを選択して、この
操作を実行する。例えば、シャドー組に対する最適遷移
通路（例えば、最短通路）を有するホストが選択される
。
併合操作の再に、この併合を制御するホストが「書込み
履歴管理」命令を利用して、多数の操作を達成する。書
込み履歴管理命令の命令メツセージフォーマット（即ち
、ホストによってシャドー組に送られたメツセージ）が
第５Ａ図に示される。
第５Ｂ図が、終了メツセージフォーマット（即ち、シャ
ドー組メンバーのディスク制御器によってホストへ戻さ
れたメツセージ）を図示している。ホストは、併合中に
複数の操作が必要とされる時に特定の操作を選択し、命
令メツセージの「操作」フィールド内の操作を規定する
。外部のフィールドは、他の情報を含んでおり、これら
は、各操作が説明されて以下に詳細に説明される。
「割り当て全解除」操作は「ユニット番号」フィールド
内に識別されたディスクに対する書込み履歴エントリー
の全ての割り当てを解除するのに使用される。割り当て
全解除は書込みログ空間の全てを新たなエントリーに対
して利用可能とする。
例えば、併合操作が達成された後、書込み履歴ログ内に
記憶されたエントリーは最早必要とされない。これは、
各メンバーは、併合直後は一致していると仮定されるか
らである。割り当て全解除操作は書込み履歴エントリー
の全てを割り当て解除（即ち、開放）し、新たな書込み
がシャドー組に成された時に、新たな情報に対して前記
ニトリ−の全てを利用可能にする。
ホストは、「ホスト参照番号による割り当て解除」操作
を使用する特定のホストと関連する書込みログエントリ
ーのみを割り当て解除することができる。これは、特定
のホストが故障した結果で併合が達成される場合に望ま
しい。以下の詳細に記述されるこの様な併合は、故障し
たホストからの情報が書き込まれたブロックのみを併合
することを含む。併合が一度完了すると、前記ホストに
関連する書込み履歴エントリーは最早必要とされず、割
り当て解除されることができる。全書込み履歴エントリ
が割り当て解除されることはない。
何故なら、異なるホストが故障した場合、そのエントリ
ーが同様の併合を達成するのに必要とされるからである
。この操作を達成するため、各ディスク制御器は、「ユ
ニット番号」フィールド内で識別されるディスクに対す
る「ホスト参照番号」フィールド内で識別されるホスト
と関連する書込み履歴エントリの全てを割り当て解除す
る。
特定の書込み履歴エントリーは、「エントリローケータ
による割当解除」操作を使用して割当解除を行うことが
できる。ディスク制御器は、「エントリーローケータ」
フィールド内で規定された位置の書込みログ内に位置す
る特定の書込み履歴エントリーの割り当てを解除する。
エントリーローケータフィールドの内容が書込み履歴ロ
グの制限内でエントリーを特定しない場合（即ち、識別
された位置に書込み履歴エントリがない場合）、命令が
拒絶され、終了メツセージが無効メツセージとして戻さ
れる。エントリーローケータによって識別される書込み
履歴エントリーの「ホスト参照番号」フィールド内に含
まれる値が命令メツセージ「ホスト参照番号」フィール
ド内に含まれる値と等しくない場合（即ち、命令内で識
別されるホストも書込み履歴エントリー内で識別される
ホストと同じでない場合）、その命令は無効命令として
拒絶される。同様に、「エントリローケータ」を介して
位置される書込み履歴エントリーの「エントリＩＤＪフ
ィールド内に含まれる値が命令メツセージ「エントリＩ
ＤＪフィールド内に含まれる値と等しくない場合、制御
器はこの命令を無効命令として拒絶する。
「全読み出し」操作は、ユニット番号フィールド内で識
別されるディスクをサポートするシャドー組メンバーの
書込みログから情報を読み出すのに使用される。ホスト
が、書込みログ内に記憶される書込み履歴エントリーの
総数を決定しようとする場合、「カウント」フィールド
が零に設定され、ディスク制御器は、命令終了メツセー
ジ「カウント」フィールド（第６Ｂ図を見よ）を、識別
ユニットと関連する書込み履歴エントリの数と等しくす
る。
全読み出し操作も識別されたシャドー組メンバーからの
書込みログエントリーの全てを読み出すのに使用される
。この場合、「カウント」フィールドは非零であり、デ
ィスク制御器は「カウント」フィールド内で特定される
書込み履歴エントリの数を、第１書込み履歴エントリで
始まる（「書込み履歴バッファー記述子」フィールド内
で規定される）ホストメモリー１２へ転送する。「ユニ
ット番号」フィールド内で識別されるユニットと関連す
る書込み履歴エントリーのみがこのｒ転送」に含まれる
ことに注意する。
「ホスト参照番号による読み出しＪ操作は特定のホスト
と関連する書込みログからの情報を読み出すのみ使用さ
れる。「カウント」フィールドメツセージが零の場合、
ディスク制御器は、命令の終了メツセージ「カウント」
フィールドを、「ホスト参照番号」フィールドで識別さ
れたホスト及び「ユニット」フィールド内で識別された
ユニットの両方に関連する書込み履歴「カウント」フィ
ールドと等しくする。従って、制御器は、識別されたホ
ストから識別されたユニットへの書込みの結果としての
エントリーのみを計数する。
「ホスト参照番号による読み出し」内の「カウントＪフ
ィールドが非零である場合、制御器は、「カウント」フ
ィールド内で特定された書込み履歴エントリーの数を、
「書込み履歴バッファー記述子」フィールド内で特定さ
れるホストメモリー１２内の位置に転送する。この転送
は「ホスト参照番号」フィールド内で識別されるホスト
及び「ユニット番号」フィールド内で識別されるユニッ
トの両方と関連する第１書込み履歴エントリーから開始
される。
上述した様に、書込み履歴管理命令に対する終了メツセ
ージフォーマットが第５Ｂ図に示される。
［割り当てられたユニット」フィールドは、現在割り当
てられ、共通メツセージ「ユニット番号」フィールド内
で識別されるユニットに関連する履歴エントリーの総数
を含む。「割り当てられたサーバー」フィールドは、特
定のディスク制御器によってサーブされた全ディスクを
横切って現在割り当てられた書込み履歴エントリの全数
を含む。
「割り当てられなかったサーバー」は、現在利用可能な
書込み履歴エントリーの総数を含む。
書込み履歴管理命令、及びその関連する操作が詳細に記
述されたが、書込みログ特性を利用する併合操作は第７
Ａ図から第７Ｃ図のフローチャートを参照して記述され
る。
ステップｌにおいて、ホストは、上述された書込み履歴
管理命令を各シャドー組メンバーに発行し、各ディスク
制御器１８のメモリー２６内に記憶された書込みログか
らの情報を得る。使用された特定の命令は、併合操作に
対する必要性を生成した状況に依存する。例えば、ホス
トが故障する場合、正しく機能するホストの一つによっ
て併合が達成される。併合の達成するホストは、各シャ
ドー組メンバーと関連する書込みログから、故障したホ
ストが書込み操作が成されるメンバーディスク上の全デ
ータブロックの完全リストを得る。
上述された様に、一致しない可能性があるデータブロッ
クが、故障したホストによって書き込まれたブロックで
ある。
この情報を得るために、併合を達成するホストは書込み
履歴管理命令を発生して、シャドー組メンバーをサポー
トする各ディスク制御器に対して「ホスト参照番号読み
出しｊ操作を達成し、「カウント」フィールドを零に設
定する。この命令はＦホスト参照番号Ｊフィールド内の
故障したホストを識別する。上述した様に、各制御器は
その命令を受信し、終了メツセージをホストへ送る。こ
のホストは、故障したホストからの書込みのために生成
された書込みホスト内の書込み履歴エントリーの全数に
設定されるカウントフィールドを有している（ステップ
２）。
ホストはさらに書込み履歴管理コマンドを発行する必要
があるか否かを決定する（ステップ３）。
この例においては、ホストは故障したホストに対する各
書込み履歴ログに含まれる書込み履歴エントリーの数を
特定する終了メツセージを受信する。
併合を制御するホストは従って他の命令を、この他の命
令が故障したホストに対する書込み履歴エントリーを有
していたことを示していた各シャドー組メンバーのディ
スク制御器へ送る。零に設定された「カウント」フィー
ルドを有する終了メツセージを戻したディスク制御器は
、故障したホストに対する書込み履歴エントリーを有さ
ず、ホストは第２の命令をこれらディスク制御装置に送
らない。（全シャドー組制御器が零に設定された「カウ
ント」フィールドを有する有効な終了メツセージを戻し
、シャドー組に故障したホストからのデータが書き込ま
れたことを示さないまれな場合において、併合操作は必
要でなく、処理が終了することに注意する。） 従って、第２の書込み履歴管理命令が必要とされる書込
み履歴エントリー（ステップｌ）を有する各ディスク制
御器に送られる。この命令は再び「ホスト参照番号によ
る読み出し」操作を規定し、故障したホストを識別する
。この時「カウント」フィールドを、特定の書込み履歴
ログが故障したホストに対して有する書込み履歴エント
リーの数に設定する。この時各ディスク制御器をメモリ
ー２６から書込み履歴エントリーを読み出し、それらを
制御ホストのメモリー１２へ送り、終了メツセージを発
行する。（ステップ２）。ホストはこの終了メツセージ
を受信し、この場合、ホストが必要とされる書込み履歴
情報の全てを現在有するので、他のホスト参照番号によ
る読み出し命令を発行する必要がないことを決める。
ホスト（ステップ３）は次にメモリー１２内の論理クラ
スタ一番号表を達成する。この表は併合されるべきシャ
ドー組内の「クラスター」　（即ち、データブロック郡
）を識別する番号を含む。
制御ホストは、シャドー組メンバーによって転送された
書込み履歴エントリーによって識別される全クラスター
を識別する論理クラスターメンバーをリストすることに
より、上記表を作り出す。
各書込み履歴エントリーが受信されるので、ホストは新
たなエントリーを準備する。書込み履歴エントリーの各
々は（１から始まり順次増大する）論理クラスターカウ
ンターによって識別される。
エントリーはデータが書き込まれるクラスターを識別す
る数、及び書込み履歴エントリーを送るディスク制御器
を識別するディスク制御器ＩＤを含む。論理クラスタ一
番号表を順次通過することにより、ホストは、データが
故障したホストによって書き込まれる全クラスターを識
別することができる。
論理クラスタ一番号表エントリーが書込み履歴エントリ
ーの結果であり、シャドー組メンバーをサポートする全
ディスク制御器から対応するエントリーが受信された場
合に、ホストは論理クラスタ一番号表エントリーを減少
することかできる。
何故なら、書込みが、前記シャドー組メンバーで達成さ
れた場合、シャドー組は、この書込みのために不一致と
はならないからである。換言すると、シャドー組の不一
致は、成るメンバーで成功し、他のメンバーで失敗する
書込みのために発生するので、特定の書込み命令を識別
する書込み履歴エントリが全シャドー組メンバーと関連
する書込みログ内で見出される場合、全メンバーで継続
される書込み操作及びこれら書込み履歴エントリーから
形成された論理クラスタ一番号が使用される必要がない
ことを我々は知る。
次に、ステップ５において、ホストは論理クラスタカウ
ンタを、論理クラスタ一番号表内の第１論理クラスタカ
ウント数に等しくする。論理クラスタカウンタは論理ク
ラスタ数にアクセスするのに使用される。ステップ５で
１に初期化されると、論理クラスタ一番号表内の第１エ
ントリーが識別される。
ホストはメンバーの一つを「ソース」として選択し、他
のメンバーを「目標」として選択する（ステップ６）。
ホストは読み出し命令をディスク制御器に発行して、現
在論理クラスタカウンタによって識別されるディスクの
セクションに記憶されるデータをソースに読ませる（ス
テップ７）。
ホストによって発行される読み出し命令は上述されてお
り、第２Ｂ図に示されている。「ユニット番号」は、論
理クラスタカンウタによって現在識別されるクラスター
に従って設定される「論理ブロック番号」及び「バイト
カウント」をソースディスク２０に記述するよう設定さ
れる。
ソースは読み出し命令を受信し、バッファー２２に対す
るディスク２０からの識別しれたデータを読み出した後
、読み出し命令内の丁バッファー記述子」フィールドに
よって識別されるセクション内のホストメモリー１２へ
データを転送する。
ソースは次に第４Ｂ図に図示された形態の終了メツセー
ジを転送する。このメツセージは読み出し操作が達成さ
れたことをホストに伝える（ステップ８）。
ホストが終了メツセージを受信した後（ステップ９）、
ホストは比較ホスト命令を目標制御器へ発生し、ソース
から読み出されるデータを目標内の対応するクラスター
内のデータと比較し、データが同じか否かを決定する（
ステップ１０）。
「肯定」結果が得られた場合、論理クラスターカウンタ
が論理クラスタ一番号表内の最後の論理クラスタ番号を
識別するか否かを知るためにホストはチエツクする（ス
テップ１３）。ステップＩ３の結果が「肯定」の場合、
併合操作が完了される。「否定」の場合、論理クラスタ
ーカウンタが増大される（ステップ１４）。この方法は
ステップ７へ戻り次のクラスターを処理する。
結果が戻されなく、２つの併合メンバー上の対応するク
ラスタから読み出されるデータが同じでないことを示し
ている場合、ホストが以下のステップを実行して、デー
タを一致させる。
ホストは先ずメツセージを通信媒体Ｉ６を介してシステ
ム内の他のホストへ転送することによりシステム間同期
を達成する。各ホストは転送されたメツセージを受信し
、シャドー組に対する全未処理Ｉ１０要求を完了し、新
たなＩ１０要求を停止する。これが−度達成されると、
各ホストは「確認」メツセージを併合を制御するホスト
へ送り、同期要求に従ったことを示す（ステップ１６）
。
全確認メツセージを受信した後に、ステップ７で読み出
される同じクラスターに対するソースに、ホストは別の
読み出し命令を、同じ命令メツセージを使用して発行す
る。このデータは再び読み出されるが、これは他のホス
トがステップ７で読み出されるまでデータを改良したか
も知れないからである。ソースは書込み命令メツセージ
を受信し、ステップ８と関連して記述されたのと同じ方
法でこれを実行する（ステップ１８）。このホストはス
テップ９における様にソースから終了メツセージを再び
受信する（ステップ１９）。
ホストは次に書込みコマンドを、第２Ａ図に示され、上
述された書込み共通メツセージフォーマットを使用する
目標に対して発行する（ステップ２０）。書込みコマン
ドは、目標に指示を行って、ステップ１８内のソースか
ら読み出されたデータを、論理クラスターカウンターに
よって識別される目標内のクラスターに書き込む。目標
は書込み命令を受信して、この命令を実行し、終了メツ
セージをホストへ送る（ステップ２１）。これらのステ
ップはソース及び目標内の２つの対応するクラスター内
のデータを一致させる。Ｉ１０要求がこれらのステップ
中に処理されないので（即ち、システムが同期されるの
で）、ソース内のデータは、それがステップ１８におい
て読み出された後なので、改変される危険性はない。そ
して、ステップ２１において目標クラスターに書き込ま
れたデータが、ソース内の対応するクラスターに今記憶
されたデータと同じになる。
ホストが、書込みが終了したことを示す終了メツセージ
を受信した後（ステップ２２）、ホストはメツセージを
全ての他のホストに転送して、システム間同期を終了す
る。このメツセージは全ての他のホストに、正常なＩ１
０操作が再開できることを知らせる（ステップ２３）。
このホストは次にステップ１３に戻り、上述同様に継続
する。
従って、併合操作中、ホストはシャドー組メンバーをソ
ースとして選択し、各データブロック内に記憶されたデ
ータを、目標シャドー組メンバー内の対応するデータブ
ロック内のデータと順次比較する。ホストが不一致を発
見する場合、システムは一時的に同期し、ソースからの
不一致データを読み出し、そしてデータを目標内の対応
するクラスターに書き込むことによりホストは、この不
一致を解消する。正常に併合されたシャドー組メンバー
は一致しないデータとして微小量のものしか有さないの
で、システム間同期が短時間だけ必要となり、正常なＩ
１０操作に対して最小のみの変更が結果される。
両シャドー組メンバー上のデータが等しく有効であるの
で、ソースとして選択されたシャドー組メンバー上のク
ラスターが破壊された（例えば、読み取り出来ない）場
合、目標上の対応するクラスターが利用される。即ち、
目標はそのクラスターに対するソースとして機能する。
従って、併合操作に於けるデータ転送は両方向で行うこ
とかできる。
システム内の成るホストが読み出し操作を達成する必要
があり、他のホストが上述した様に併合を達成している
場合、読み出しが向けられる特定の位置が一致すること
をホストは先ず保証しなければならない。これを達成す
るために、ホストは先ず読み出しをソースに命令し、次
いで比較ホスト命令を目標に発生して、特定のセクショ
ン上で、併合操作を効率的に達成し、データが一致する
か否かを決定する。データが一致する場合、次にホスト
は読み出しデータの処理を続行する。データが一致しな
い場合、ホストはシステムを同期し、データをソースか
ら再読み出し、データを上述された様に目標に書き込む
。
書込み履歴ログに対する各ディスク制御器メモリー２６
内の空間は限られているので、ホストは可能な限り利用
可能な多くの書込み履歴エントリを保持しようとする。
従って、ホストが書込みコマンドをシャドー組の各メン
バーに発行し、各ディスク制御器から、書込み要求が成
功裏に達成されたことを示す終了メツセージを受信する
場合、ホストは、各ディスク制御器に対して送られた書
込み要求に対して割り当てられる書込み履歴エントリを
再使用する。これらエントリーを再使用することができ
る。これは、書込みがシャドー組の全てのメンバーに対
して成功した場合、シャドー組はその書込みのために一
致しないからである。
上述の様に、併合操作を達成するホストは、その操作が
完了すると併合操作で使用されたエントリ−の割り当て
を解除する。
図示された実施例は、単一目標上で達成される併合操作
を記述するが、数個の目標が使用されて３つ以上の記憶
媒体を併合することができる。同様に、シテスムは、併
合操作を介してソースと同じ構成ディスクを使用するす
る必要はないが、他のディスクをソースとして使用する
ことができる。
書込み履歴ログ特性がシャドー組内の併合操作と関連し
て上述され、そしてこれは、特にどのデータブロックが
一致しないデータを含む場合があるかを決めることによ
り併合操作の効率を改善するのに使用される（即ち、デ
ータが書き込まれていないデータブロックは一致しない
データを含んではいけなく、併合される必要はない）。
しかしながら、書込みログ特性を含む記憶装置の他の応
用が可能である。
同様に、第１図のシステムが好適な実施例であるが、本
発明は「中央制御器」を使用する様な他の影システムに
使用することができる。これらのシステムにおいて、ホ
ストは中央制御器を介してシャドー組メンバーにアクセ
スする。
従って、本発明は上述された特定の説明された実施例に
限定されず、特許請求の範囲によってのみ制限される。
【図面の簡単な説明】 第１図はシャドー組を使用する本発明に従うシステムの
ブロック図、 第２Ａ図、第２Ｂ図、第３Ａ図、第３Ｂ図、第４図、第
５Ａ図、第５Ｂ図、第６Ａ図及び第６Ｂ図は本発明で使
用されるデータ構造を示す図、第７Ａ図、第７Ｂ図及び
第７Ｃ図は本発明の好適な実施例に従うシャドー組の２
つのメンバーを併合する方法を説明するフロー図。 ９・・・ホスト、１０・・・プロセッサー、１２・・・
メモリ、１４・・・インターフェース、１６・・・通信
媒体、１７・・・記憶サブシステム、１８・・・ディス
クサブシステム、２０・・・ディスク、２２・・・バッ
ファー　２４・・・プロセッサー　２６・・・メモリー
書と込み命令メツセージフォーマット 読み出し命令メツセージフォーマ・ントＦＩＧ、２Ｂ ホスト比較命令フォーマット ホスト上１佼終了メ・ソセージフォーマットＦＩＧ、　
６Ｂ 書き込つ１瀝管理命令メツセージフオ々ツトＦＩＧ、５
Ａ ＦＩＧ、　５Ｂ ＦＩＧ、７Ａ 求されたデータをホストメモリーへ転送し、終了メッセ
ーあることを示す終了メツセージをソース制御器から受
信する。 ↓ 加、ホストが書き込み命令を、制御器を指示する目標制
御器へ発行し、ステップ１８でホストメモリーに転送さ
れたデータを、論理クラスターカウンタによって現在識
別される目標クラスターへ書き込む。 ↓ ２１、目標制御器がホストからの書き込み命令を受信し
、識別されたデータを目標ディスクの識別されたセクシ
ョンに書き込み、終了メツセージをホストへ発行する。 ↓ ２２、ホストが、書き込みが完了したことを示す目標制
御器からの終了メツセージを受信する。 ↓ ２３、ホストが、正常なＩ１０操作が再開する可能性が
あることを示す他の全てのホストにメツセージを一斉送
信する。

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 （１）複数のデータソースによってアクセス可能な記憶
    媒体のシャドー組を併合する方法が、 Ａ、前記ソースから書き込みが行われる前記記憶媒体内
    の位置に関連する情報のログを維持し、 Ｂ、ａ、前記ログにアクセスして、１以上の前記位置に
    関連する情報を決め、 ｂ、前記アクセス工程の結果に基づいて １以上の位置に関連する管理操作を実行することにより
    前記操作を実行する工程からなる方法。 （２）前記情報が前記位置のアドレスから成ることを特
    徴とする請求項（１）記載の方法。 （３）前記情報は更に前記位置に書き込まれるデータを
    送るソースの識別子からなることを特徴とする請求項（
    ２）記載の方法。 （４）前記管理操作が、書き込まれるデータソースを基
    礎として選択される位置に関連して実行されることを特
    徴とする請求項（３）記載の方法。 （５）前記情報が、所定の期間に渡って前記シャドー組
    に書き込まれるデータに対するログ内に記憶されること
    を特徴とする請求項（１）記載の方法。 （６）連続して前記管理操作が実行され、前記所定の期
    間が、２つの管理操作の間の時間に等しいことを特徴と
    する請求項（５）記載の方法。 （７）前記管理操作が、前記記憶媒体の一つの１以上の
    位置内のデータを修正し、前記データが前記記憶媒体の
    他の物の対応するセクション内に記憶されたデータと一
    致させる請求項（１）記載の方法。 （８）一つ以上の記憶媒体に記憶されたデータを管理す
    る方法であり、この記憶媒体は１つ以上のデータソース
    から書き込み命令を受信し、前記方法、 Ａ、１、データソースから、データを含む書き込み命令
    を受信し、 ２、前記記憶媒体の一つのセクション内に前記データを
    書き込み、 ３、受信された前記データを送るデータソースと独立す
    る記憶媒体のセクション内に位置する前記記憶ログ内に
    、前記セクションの位置を示すアドレス情報を書き込む
    工程からなる、１以上の受信された命令と関連する情報
    のログを維持し、 Ｂ、前記記憶媒体の一つに記憶された前記アドレス情報
    を使用して実行する工程から成る方法。 （９）記憶媒体の前記独立セクションが、前記記憶媒体
    の一つを含む記憶装置内にあることを特徴とする請求項
    （８）記載の方法。 （１０）１以上の前記書き込み命令が、その各データソ
    ースを識別する情報を含み、前記書き込み工程が更に前
    記識別情報を書き込むことからなることを特徴とする請
    求項（８）記載の方法。 （１１）前記データソースがホストプロセッサであるこ
    とを特徴とする請求項（８）記載の方法。 （１２）前記アドレス情報が、所定の時間に渡って書き
    込まれたデータに対して記憶されることを特徴とする請
    求項（８）記載の方法。 （１３）データを記憶媒体に書き込む方法であり、デー
    タが書き込まれる前記記憶媒体のセクションが、データ
    を送るソース以外のソースから得られ、 （ａ）データソースからの、データを含む書き込み命令
    を前記記憶媒体に転送し、 （ｂ）前記記憶媒体のセクション内に前記データを書き
    込み、 （ｃ）前記記憶媒体の前記セクションを識別する前記情
    報を、前記データソースと独立する記憶媒体のセクショ
    ン内に記憶する各工程からなる前記方法。 （１４）前記記憶媒体の前記独立セクションが前記記憶
    媒体を含む記憶装置内にあることを特徴とする請求項（
    １３）記載の方法。 （１５）前記書き込み命令が、前記データソースを識別
    する情報から成り、前記記憶する工程が更に前記識別す
    る情報を記憶することから成る請求項（１３）記載の方
    法。 （１６）前記データが、ホストプロセッサであることを
    特徴とする請求項正記載の方法。（１７）前記記憶され
    たアドレス情報が所定の期間記憶されることを特徴とす
    る請求項（１３）記載の方法。 （１８）複数のデータソースによってアクセス可能な記
    憶媒体のシャドー組を管理する装置が、 前記ソースからのデータが書き込まれる前記記憶媒体内
    の位置に関係する情報のログを維持する手段、及び、 ａ、前記ログにアクセスしてて１以上の位置に関連する
    情報を決め、 ｂ、前記アクセス工程の結果に基づいて前記１以上の位
    置に関連して管理操作を実行する、管理操作を実行する
    手段から成る管理する装置。 （１９）デジタルコンピュータ内の１以上のプロセッサ
    を制御するためのデータ管理プログラムであり、このデ
    ジタルコンピュータが少ないとも一つの処理し、前記プ
    ロセッサーが、複数のデータソースによってアクセス可
    能な記憶媒体のシャドー組を管理することを可能にし、 前記プロセッサの一つが、前記ソースから書き込まれる
    データが送られる前記記憶媒体内の位置に関連する情報
    のログを維持することを可能とする維持モジュール、及
    び ａ、前記ログのアクセスして、１以上の前記位置に関連
    する情報を決め、 ｂ、前記アクセス工程の結果に基づいて、前記１以上の
    位置に関連して管理操作を実行して前記プロセッサの一
    つが管理操作を実行することを可能とする管理モジュー
    ルから成る前記プログラム。 （２０）少なくとも一つの前記データソースと独立する
    記憶媒体のセクション内に、前記情報のログが記憶され
    ることを特徴とする請求項（１）記載の方法。 （２１）記憶媒体の前記セクションが前記データソース
    の各々と独立していることを特徴とする請求項（２０）
    記載の方法。 （２２）記憶媒体の前記独立セクションが、前記記憶媒
    体の一つを含む記憶装置内にあることを特徴とする請求
    項（２０）記載の方法。 （２３）前記記憶媒体が、記憶媒体のシャドー組である
    ことを特徴とする請求項（８）記載の方法。 （２４）前記管理操作が、前記識別情報に基づいて選択
    された位置に関して実行されることを特徴とする請求項
    （１０）記載の方法。 （２５）連続する前記管理操作が実行され、前記所定の
    時間が、２つの前記管理操作の間の時間に等しいことを
    特徴とする請求項（１２）記載の方法。 （２６）前記管理操作が、前記記憶媒体の前記一つのセ
    クション内のデータを修正し、前記データが、前記記憶
    媒体の他の物の対応するセクション内に記憶されるデー
    タと一致することを特徴とする請求項（８）記載の方法
    。 （２７）前記媒体が記憶媒体のシャドー組の１メンバー
    からなることを特徴とする請求項（１３）記載の方法。 （２８）前記工程Ｃに記憶される前記アドレス情報が前
    記記憶媒体上の管理操作を達成するのに使用されること
    を特徴とする請求項（１３）記載の方法。 （２９）前記工程Ｃで記憶されたアドレス情報及び前記
    識別情報が使用されて、前記記憶媒体上で管理操作を達
    成することを特徴とする請求項（１５）記載の方法。 （３０）連続する前記管理操作が実行され、前記アドレ
    ス情報が２つの前記管理操作の間の時間に等しいことを
    特徴とする請求項（２８）記載の方法。 （３１）前記情報が、前記位置のアドレスから成ること
    を特徴とする請求項（１８）記載の装置。 （３２）前記情報が、前記位置に書き込まれるデータが
    送られるソースを識別することを特徴とする請求項（１
    ８）記載の装置。 （３３）前記管理操作が、書き込まれたデータを送るソ
    ースを基礎として選択された位置に関して実行されるこ
    とを特徴とする請求項（３２）記載の方法。 （３４）前記情報が、所定の期間に渡って前記シャドー
    組に書き込まれるデータに対するログ内に記憶されるこ
    とを特徴とする請求項（１８）記載の装置。 （３５）連続する前記管理操作が実行され、前記所定の
    期間が２つの前記管理操作間の時間に等しいことを特徴
    とする請求項（３４）記載の装置。 （３６）前記管理操作が、前記記憶媒体の一つの１以上
    の位置内のデータを識別し、前記データが前記記憶媒体
    の他の物の対応するセクション内に記憶されるデータと
    一致するようにすることを特徴とする請求項（１８）記
    載の装置。 （３７）前記情報ログが、前記データソースの少なくと
    も一つと独立な記憶媒体のセクション内に記憶されるこ
    とを特徴とする請求項（１８）記載の方法。 （３８）記憶媒体の前記セクションが、前記データソー
    スの各々と独立していることを特徴とする請求項（３７
    ）記載の装置。 （３９）記憶媒体の前記独立セクションが、前記記憶媒
    体の一つを含む記憶装置内にあることを特徴とする請求
    項（３７）記載の方法。 （４０）１以上の記憶媒体内に記憶されるデータを管理
    する装置であり、前記記憶媒体が１以上のデータソース
    からの書き込み命令を受信し、前記装置が、１以上の受
    信された書き込み命令と関連する情報のログを維持する
    手段を有し、この維持する手段が、データソースからの
    データを含む書き込み命令を受信する手段、 前記記憶媒体の一つのセクション内に前記データを書き
    込むための手段、及び 前記セクションの位置を指示するアドレス情報を、受信
    されるデータが送られるデータソースと独立する記憶媒
    体のセクション内に位置する前記ログ内に書き込む手段
    を備え、 前記装置が、前記記憶媒体の一つ内に記憶されるデータ
    上での管理操作を、前記ログ内に記憶される前記アドレ
    ス情報を利用して実行する手段を更に含むことからなる
    データを管理する装置。 （４１）記憶媒体の前記独立セクションが前記記憶媒体
    の一つを含む記憶装置内にあることを特徴とする請求項
    （４０）記載の装置。 （４２）１以上の前記書き込み命令が、その対応するデ
    ータソースを識別する情報を含み、前記書き込み工程が
    前記識別情報を書き込むことからなることを特徴とする
    請求項（４０）記載の装置。 （４３）前記記憶媒体が記憶媒体のシャドー組からなる
    ことを特徴とする請求項（４０）記載の装置。 （４４）前記管理理操作が、前記記憶媒体の前記一つの
    セクション内のデータを修正して、前記データが前記記
    憶媒体の他のものの対応するセクションに記憶されるデ
    ータと一致するようにすることを特徴とする請求項（４
    ０）記載の装置。 （４５）１以上のデータソースから記憶媒体に書き込ま
    れたデータに関係する情報のログを維持する装置が、デ
    ータを含む書き込み命令を前記データソースから受信す
    る手段、前記記憶媒体のセクション内の前記データを書
    き込むための手段、及び前記ログ内の前記記憶媒体の前
    記セクションを識別するアドレス情報を記憶する手段を
    含む前記装置。 （４６）前記記憶する手段が、前記データが書き込まれ
    る前記記憶媒体を含む記憶装置内の記憶媒体のセクショ
    ンからなる請求項（４５）記載の装置。 （４７）前記書き込み命令が、前記デーテソースを識別
    する情報を含み、前記装置が更に前記ログ内の前記識別
    情報を記憶する手段を含むことを特徴とする請求項（４
    ５）記載の装置。 （４８）複数のデータソースによってアクセス可能な記
    憶媒体を管理するための装置が、前記ソースからのデー
    タが書き込まれる前記記憶手段内の位置と関係する情報
    のログを維持する手段、 前記位置に関係する情報に対する要求を受信する手段、 前記受信された要求に応答して前記ログ内の情報にアク
    セスする手段、及び 前記アクセスされた情報を出力する手段から成る管理す
    るための装置。 （４９）前記情報が前記位置のアドレスから成ることを
    特徴とする請求項（４８）記載の装置。 （５０）前記情報が、前記位置に書き込まれるデータを
    送るソースの識別子から成る請求項（４８）記載の装置
    。 （５１）前記要求が特定のデータソースを識別し、前記
    アクセスする手段が、前記識別されたソースに関係する
    前記ログ内の情報にアクセスすることを特徴とする請求
    項（５０）に記載の装置。 （５２）前記情報が、所定の期間に渡って前記記憶媒体
    に書き込まれるデータに対するログ内に記憶されること
    を特徴とする請求項（４８）記載の装置。 （５３）連続して情報に対する前記要求が受信され、前
    記所定の時間が２つの前記要求の間の時間に等しいこと
    を特徴とする請求項（３４）記載の装置。 （５４）前記情報が、前記データソースの一つをサポー
    トするプロセッサによる受信に対する出力であることを
    特徴とする請求項（４８）記載の装置。 （５５）前記情報のログが、前記データソースの少なく
    とも一つと独立して第２の記憶媒体内に記憶されること
    を特徴とする請求項（５５）記載の方法。 （５６）前記第２の記憶媒体が、前記第１記憶媒体を含
    む記憶装置内にあることを特徴とする請求項（５５）記
    載の装置。 （５７）前記第２の記憶媒体が、前記第１記憶媒体を含
    む記憶装置内にあること特徴とする請求項（５５）記載
    の装置。 （５８）前記ログを維持する前記手段が、前記データソ
    ースから受信される各書き込み要求に対応する前記ログ
    内のエントリーを記憶することを含むことを特徴とする
    請求項（４８）記載の装置。 （５９）前記エントリーの各々が、対応する書き込み要
    求を発生したデータソースを識別する情報を含むことを
    特徴とする請求項（５８）記載の装置。 （６０）前記エントリーの各々が、対応する書き込み要
    求内に含まれるデータが記憶される前記記憶媒体のセク
    ションを識別することを特徴とする請求項（５９）記載
    の装置。
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