JPH04507015A - データ処理システムの操作方法 - 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】 データ処理システムの操作方法 本発明は、データ処理システムの操作方法に関し、特に、格納装置に格納された データの複写を格納装置を故障させたり、又はデータを破壊、損失、又は最近で は、「コンピュータウィルスの感染」が生じないように行うための方法に関する 。本発明は、特にパーソナルコンビニ−タ（ｐ　ｃ）用のバックアップに関する 。

ハードディスク駆動装置のような据え付は型格納媒体の容量が増加するにつれ（ 現在では、通常は４０メガバイト以上の格納容量を有する）、ディスクの複写を 安全に行うための時間と労力も増加している。

現在では平均的なＰＣユーザは２つの選択枝を有している。市販のソフトウェア は一連のフロッピーディスク上にデータを複写する処理速度をアップしている。

これは廉価な解決方法であるが、冗長であり時間を浪費する。４０メガバイトの ハードディスクにはその全てを複写するために３０枚以上のフロッピーディスク を必要とし、ユーザはバックアップ中にディスクを交換する必要がある。

しかしながら、最も効率的な選択枝は、着脱可能なテープカートリッジにデータ を複写することである。典型的には、１本のカートリッジが４０メガバイトの駆 動装置に必要となるだけであり、処理は通常は１５分程度で終了する。

これらの方法はすでに言及したものに加えて２つの欠点を有している。第１に、 何れの場合にも、ユーザはバックアップを行うことを意識的に決断する必要があ る。ＰＣはバックアッププログラムを実行するべく命令される必要があるし、ユ ーザはプログラムの起動を待って複写を行う必要がある。第２に、複写データが 複写が行われる時に格納媒体のイメージとしてのみ存在するために、データの損 失に対する総合的な保護は行われないし、その結果、格納データを保護すること もできない。

本発明の目的は、上記のような欠点を克服可能な格納データをバッファ・ノブす るための手段を提供することである。

本発明は、格納媒体に生じた各変化の複写が変化が生じる毎に記録されるバッフ ァ・Ｉプシステムを提供することである。このバックアップ記録は、例えばテー プ駆動装置、光ディスク、その他の基本的格納媒体の別の領域など、各種格納手 段に格納可能である。

バックアップ処理は、コンビ二一夕の通常使用、特にアプリケーションソフトウ ェアの使用が実質的に影響されないように、連続書き込み動作されるデータが、 書き込み動作の連続リストとして、バックアップ格納手段に複写されるようなソ フトウェアにより制御することが可能である。

本発明の１つの観点によれば“、ランダムアクセスメモリと、中央処理装置及び 不揮発性格納装置を含むデータ処理システムの操作方法が提供される。このシス テムでは、メモリに格納された指令に従う動作に応じて、中央処理装置が周期的 にデータを少なくとも格納装置の一部を形成する基本格納手段に書き込み動作を 生じる。さらに、このシステムでは、複数の書き込み動作に関して、中央処理装 置は前記指令により起動されて複数の対応するバックアップ書き込み動作を実行 して同じデータを格納装置の別の部分又は別の不揮発性格納装置から構成される バックアップ格納手段に書き込む。バックアップ書き込み動作は、連続するバッ クアップ書き込み動作に関するデータがバックアップ格納手段の異なる記憶位置 に格納されるように制御されて、それにより、基本格納手段に上書きされるデー タがバックアップ格納手段中に保持される。このバックアップ処理は実時間に生 じる。基本格納手段における個々の変化は時間の分数量をとるだけであり、バッ クアップ複写は好ましいことに同期的に生じさせることが可能なので、データ処 理システムの動作又はその動作性能における変化には実質的には注意を払う必要 がない。ユーザはシステムを通常通り動作させることが可能であり、基本格納手 段に対する変化のバックアップ複写はユーザが介入せずとも自動的に行われる。

好ましくは、上述の指令、特にバックアップ書き込み動作を起動する指令は、シ ステムにプログラムされて、基本人出カシステムの一部又は拡張部を形成する（ すなわち、基本人出力レベル）。本発明を特に適用可能なＩＢＭ（及びその互換 器）の場合には、ソフトウェアが書き込み動作が起動される度にシステムにより アクセスされる別のルーチンとして格納される。こうして、ＩＢＭ互換システム において用いられる場合には、割込１３ヘツクス（ｌＮＴ１３ｈ）ルーチンを用 いる従来の各書き込み動作の前に、基本格納手段に書き込む動作に加えて、バッ クアップ格納手段にデータを書き込む書き込むための別の書き込み動作が実行さ れる。ｌＮＴ１３ｈに別のプログラムコードを付加することにより、ｌＮＴ１３ ｈを用いてデータを書き込む指令の結果、データと共に、それが書き込まれる基 本格納手段における記憶位置が、元のルーチンを継続する前に、バックアップ格 納手段に複写される。複写情報は好ましくは書き込み動作の連続リストとして格 納される。これは、連続して１回以上基本格納手段の同じ記憶位置にデータの塊 が書き込まれる結果としてバックアップ格納装置に複写される別の命令のリスト が生じることを意味する。このバックアップ方法は、システム上で使用されるア プリケーションソフトウェアに影響を与えることなく、直接実行可能である。結 果的に、この方法によれば、情報を損失することなしに、装置に生じる各変化の 完全な監査追跡が生じることになる。

基本格納手段は不揮発性格納装置の一部又は全てで構成することが可能であるが 、パーソナルコンビ二一夕の場合には、通常は、いわゆるハードディスクから構 成される。バックアップ格納手段はテープ駆動装置、別のディスク駆動装置、光 ディスクその他の基本格納手段を含むディスクドライブの別の部分の一部又は全 てとして構成可能である。

本発明の方法を実行するためのソフトウェアが基本人出力レベルで格納された場 合には、アプリケーションソフトウェアに影響を与えないようにユーザには透明 に構成可能である。

情報を故障が生じた基本格納手段と同様の格納手段又はその他の格納手段から構 成可能な行き先格納手段に回復するためには、バックアップ格納手段に格納され た書き込み動作の連続リストが単に反復されて、元のデータが特定された記憶位 置で行き先格納手段に複写される。さらに有利なことには、この処理はいかなる 時にも停止可能であり、それによりデータをいかなる選択された時間において存 在した状態にでも回復可能である。この方法において、最も最新の書き込み動作 の選択された数を無視させることも可能である。

ハードディスク格納媒体の場合には、各ハードディスクは不良セクタを有してお り、その詳細は、ディスクがシステム上でフォーマットされる場合にファイルア ロケーションテーブル（ＦＡＴ）に記憶される。ディスクが例えばセクタが損傷 したために故障すると、データが失われるばかりでなくディスクの再フォ−マツ トが必要となり、それにより新しいＦＡＴが作成される。本発明に基づく動作の 好ましい方法の部分として、基本格納手段のＦＡＴが一般的に情報の第１の塊と してバックアップ格納手段に格納されるので、回復時に、システムは新しいディ スク又は再フオーマツトディスクを回復させる場合に格納されたデータのアドレ スを修正することが可能である。

こうして、本発明の別の観点によれば、連続リストとして基本格納手段に書き込 まれる書き込み動作を格納するためのバックアップ格納手段を備えたデータ処理 装置を操作するための方法が提供され、その場合に、各書き込み動作は記憶位置 要素とデータ要素として基本格納手段に格納され、刻位置要素は基本格納手段に 格納されたデータの位置に関連する情報を含んでいる。バックアップ記憶手段か ら行き光記憶手段にデータを回復する方法は、行き先格納手段の故障部分の記憶 位置を決定し、行き先格納手段の正しく機能する部分にデータ要素を回復するた めに、格納された記憶位置要素の代わりに、データ要素に対して新しい記憶位置 要素を割当てるための翻訳テーブルを確立することを含む。さらに、この方法は 、ファイルアロケーションテーブル及び元のデータのディレクトリ、特に各サブ ディレクトリを導くルートディレクトリの変更を含み、それにより、元のオペレ ーティングシステムにより保持されたアドレスリファレンスが記憶位置の変更に 対応するように変更されて、それによりオペレーティングシステム及びアプリケ ーションソフトウェアは行き先格納手段上に格納されたものとしてデータの使用 をすることが可能になる。

本発明は以下の図面を参照しながら以下に実施例に基づいて説明される。

図１は、パーソナルコンピュータとカートリッジテープ駆動装置のブロック図で ある。

図２Ａ及び図２Ｂは、それぞれ、本発明の方法に基づいて動作するべく変更され た従来のパーソナルコンピュータ及びコンピュータの基本人出力レベルのシステ ムメモリマツプを説明する図である。

図３は、バックアップ格納媒体に格納される場合のデータの出所を示す図である 。

図４は、バックアップ動作時のデータを記憶するための方法の流れ図である。

図５は、回復動作を示す流れ図である。

図１を参照するに、パーソナルコンピュータ１ｏは典型的ニは、中央処理装置１ ２、ランダムアクセスメモリ１４及びハードディスク駆動装置１６の形式をとる 不揮発性格納装置からなる。この実施例では、バックアップ格納手段を提供する ために、テープ装置１８がコンピュータ１０に接続されている。

本発明は、特に１８Ｍ互換パーソナルコンピュータ、例えば、インテル社から製 造販売されている８０８６．８ｏ８８．８０２８６．８０Ｃ２８６，８０３８６ ，８０３８６ＳＸ、８０４８６といったプロセッサチップを用いたほとんどのパ ーソナルコンピュータに適応可能である。かかるコンピュータにおいては、プロ グラムがハードディスク駆動装置にデータの格納を要求するときは常に、プログ ラムはデータをメモリバッファにおきデータをディスクに書き込む標準ルーチン を呼び出す。このルーチンは、割込１３ヘツクス（ｌＮＴ１３ｈ）として知られ ており、永久的にコンピュータのディスク駆動装置の制御器のハードウェア内に プログラムされており、コンピュータの基本人出カシステム（ＢＩＯＳ）の位置 をなしている。このルーチンはシステムメモリマツプにおけるＢＩＯＳプログラ ムコードの位置を形成するｌＮＴ１３ｈとして図２Ａに示されており、１ＮＴ１ ３ｈのエントリポイントが矢印で示されている。本発明に基づく好適な方法を実 行するために、別のプログラムコードが図２Ｂに示すように基本人出力レベルに 付加される。実際には、これは、ｒｃＯＮＦＩＱ、５ＹＳＪフアイルを用いたデ バイスドライバとしてコンピュータにロードされる。

加えられたソフトウェアにより、ディスクドライブ１６のみならずテープドライ ブ１８にもデータを書き込む指令として、割り込まれるデータを書き込むための 指令が有効化される。好ましくは、テープドライブへの書き込みが最初に行われ る。こうして、書き込み指令は、図２Ｂに矢印で示すような新しいポイントを含 み、その上に、新しいプログラムコードにより記憶位置ブロックが先行しデータ ブロックが後行する形式の情報がテープドライブに書き込まれ、その場合に記憶 位置ブロックはｌＮＴ１３ｈルーチンによりデータが書き込まれるディスクドラ イブのトラック番号、セクタ番号、ディスクドライブヘッド、ドライブ識別子及 びセクタの数としてのデータ長を含んでいる。結果として、連続書き込み動作が 、動作の連続リストとして格納され、各ディスク書き込み動作、ＤＷＩ、囲２、 ・・・が、図３に示すような、記憶位置ブロックＬとデータブロックＤからなる ブロック対により識別され、図示のように、バックアップ格納手段Ｍ（テープド ライブ）開始Ｓ及び終端Ｅを備えることになる。一旦バツクアップ書き込み動作 が実行されると、ディスクドライブに対する通常の書き込み動作が、全く相違が 生じなかったかのように、従来のＢＩＯＳプログラムコードを用いて実行される 。

動作の適切なシーケンスが図４の流れ図に示されている。ＩＮＴ１３ｈ呼び出し の受け取りにより、プログラムは最初に、ステップ２０において、呼び出しが書 き込み呼び出しかどうかをチェ・／りする。そウテある場合には、マイクロプロ セッサレジスタの内容がスタックへのブツシュ指令によりメモリに保持される（ ステップ２２）。レジスタの記憶位置の詳細が、次いで、バックアップ記憶手段 、テープドライブに、記憶位置ブロックとして、ステップ２４において、書き込 まれ、次いで、データブロックとしてメモリバッファから複写されたデータが、 書き込まれる（ステップ２６）。レジスタの内容は、ポツプ指令２８によりスタ ックからマイクロレジスタに戻され、従来の基本格納手段に対する書き込み動作 時に、コンピュータディスクが、前述のバックアップ書き込み動作が生じなかっ たかのように、元のｌＮＴ１３ｈエントリポイントで開始する。

事象のこのシーケンスの結果として、ある時間周期といくつかの書き込み動作の 後に、テープドライブ１８は、同じ記憶位置に１回以上行われた書き込み動作に より上書きされた情報を含め、ディスクドライブ上に格納された全てのデータ情 報の完全な記録を含むことになる。

ディスク上にエラーが生じた場合には、バックアップを再実行することが可能で あり、高速で全てのディスク変化が再生されて、データを（一般的には再フォ− マツトされたディスクドライブに）回復する。

全てのハードディスクが小さな割合であるが使用不能セクタを含んでいる。これ らの使用不能セクタは、ＩＢＭ又はその互換器においては、ＤＯＳフォーマット プログラムとして言及されるようなプログラムにより、オペレーティングシステ ム内で識別されて、各ディスクに格納されるファイルアロケーションテーブル（ ＦＡＴ）に不良セクタとしてマークされる。（たとえ全（同じ型式のものであっ ても）２つのハードディスクが同じパターンの不良セクタを有することはほとん どあり得ないことである。また既存のハードディスクが使用時に別の不良セクタ を生じることもあり、これは、ディスクが再フォ−マツトされた場合に、別の不 良セクタがＦＡＴにマークされてディスクを継続使用できなくなることを意味す る。上記から、格納されたバックアップデータが回復される必要があるディスク 上の不良セクタのレイアウトは一般的にバックアップ複写が行われたときに動作 していたディスクのレイアウトと異なることがあることが了解されよう。

異なるレイアウトの不良セクタを備えたディスクにデータを回復する困難さを回 復するために、上で言及された記憶位置ブロックが変更される。特に、記憶位置 ブロックは、データがバ、、クア、２プテーブからのデータが上書きすることが ないように、ディスク上の別の記憶位置に書き込み可能である。さらに、パーソ ナルコンピュータ内のファイルアロケージ９ンテーブル及びディレクトリは、デ ータがバックアップデータが回復されるディスクの正常セクタから読み出される ように変更される。もちろん、これにより、データを元のものとは異なる物理レ イアウトを有する行き先格納手段に回復することも可能である。行き先格納手段 は、例えば、基本格納手段と同じディスクであっても構わないし、別のディスク であっても構わない。ドライブの容量を同じとすることも可能であるが、セクタ 、トラック及びヘッドを異なるものとすることも可能である。

図５を参照するに、回復手順は読み出しステップ３０で開始するが、このステッ プでは、バックアップ格納手段のヘッダが読み出されて格納手段の寸法及びその ＦＡＴを確立する。この時点で、各記憶位置ブロック内のトラック／セクタ／ヘ ッド情報が単一の論理セクタ番号に接続されるが、ここで、０は元のディスクの 第１のセクタであり（トラ・ツクＯ，ヘッドＯ，セクタ１）、Ｘは最後のセクタ 番号である（最終トラック、最終ヘッド、最終セクタ）。

次いで、ＦＡＴ翻訳テーブルがメモリ内で確立され（ステップ３２）、メモリが 新しいデータのためにクリアされる。翻訳テーブルは初期的には空である。第１ の記憶位置ブロックがバックアップ格納手段（ステップ３４）から読み出されて 、チェックが行き先格納手段内の対応する領域の不良部分に対して行われる（ス テップ３６）。

この領域が不良である場合には、行き先格納手段の別のセクタがステップ３８に 割当てられて、記憶位置内の変化が翻訳テーブル内に記録される。換言すれば、 元の記憶位置ブロックの論理セクタ番号が、行き先格納手段のパラメータに基づ いて新しいトラック／セクタ／ヘッド座標を表す数に変換されて、元の論理レイ アウトと行き先格納手段の論理レイアウトの間に１対１対応が生じる。同じ不良 セクタに書き込みを行おうとする試みは、この新しく割当てられたセクタに対す る書き込みとして翻訳されることになる。

代替セクタに割当てられることにより、適当なデータ無ろっきうがバックアップ 格納手段から読み出され（ステ・ノブ４０）、行き先格納手段に書き込まれる（ ステップ４２）。当然に、ステップ３６で行われたチェックが、元の記憶位置ブ ロック内のセクタ番号に対応する行き先格納手段の領域が不良部分を有していな いことを示す場合には、代替セクタを割当てる必要はなく、ステップ４０及び４ ２に関する指令は、ステップ３０のチェックの後に、すぐに実行される。

後に、ソフトウェアが、再割当てされたデータの領域自体であるセクタにわたっ てデータを書き込もうとＳした場合には、ソフトウェアもまたその領域に再割当 てを行う。このようにして、バックアップ格納手段によりだめにされた書き込み 動作が行き先格納手段に回復される場合に、テーブルは漸次翻訳された記憶位置 データで充填される。

別の記憶位置及びデータブロックが存在する場合には（ステップ４４において決 定される）、プログラムはステップ３４に戻り、上述のステップ３４〜４４が、 各記憶位置及びブロック対に関して、バックアップ格納手段内の必要データの全 てが行き先格納手段に書き込まれるまで、反復される。

元のディスク上で用いられたものと同様に行き先格納手段上にも多くの空セクタ が存在する場合には（バックアップシステムの回復動作の予め必要な要件である ）、データが上書きされたり、失われたりすることはない。

これでデータは全て行き先格納手段上に存在することになるが、領域は移動され ており、コンピュータ（ＤＯ８）のオペレーティングシステムはもはやこのデー タレイアウトで動作するようには構成されない。これを処理するために、バック アップソフトウェアがＦＡＴを走査して、各サブディレクトリを伴うルートディ レクトリが、翻訳テーブルに再マツピングされた全ての領域のアドレス（クラス タ）参照（すでに知られている記憶位置にある）を変更する（ステップ４６）。

ＤＯ８により保持されたアドレス参照は、従って、その記憶位置の変化に対応す るように変更され、ＤＯ８は再び格納手段のレイアウトを理解できるようになり 、全てのデータが完全なものとなる。

ここで、回復手順の一部の実施例を説明する。読者は背景技術であるＩＢＭ−Ｄ Ｏ８技術参照マニュアルを、必要に応じて、参照されたい。マニュアルの開示内 容は、本明細書に参考として組み入れられている。

行き先格納手段（以下、行き先ディスクと称する。）がクラスタ２６及び２７　 （ＯＯＩＡ及００１Ｂ　１６進）に故障を有しているものと仮定すると、これら のクラスタは使用不能である。これらのクラスタｉｉ＝回復が試みられた場合に は、ソフトウェアはこれらのクラスタは不良としてマークされていると判断し、 このクラスタの別の空き記憶位置、例えばクラスタ１９２及び１９３　（ＯＯｃ Ｏ及び０ＯＣＩ　１６進）に再マツピングする必要が生じる。

内部翻訳テーブルは次のように読まれる。

出　所　朽二］Ｌ廖紘 元のＦＡＴは次のような表に示すことが可能である。

元のＦＡＴセクタの部分１６進ダンプ 表　１ ０００　Ｆ８ＦＦＦＦＦＦ０３０００４０００５０００６０００７０００８００ ０１００９０００Ａ０００Ｈ００ＱＣ０００ＤＯｎＯＥＯｎＯＦ００１００００ ３０１９００□ＦＦＦＦＩＣ００１Ｄ００１Ｅ００ＩＦ００２００００５０２９ ００２Ａ００２Ｂ００２Ｃ００２Ｄ００２Ｅ００２ＦＯｎ３００００６０３１０ ０３２００３３０ＯＦＦＦＦ３５００３６００３７００３８０００７０３９００ ３ＡＯ０３Ｂ００３Ｃ００３Ｄ００３Ｅ００３Ｆ００４００００８０４１００４ ２００４３００４４００４５００４６０ＯＦＦＦＦ０００００ＡＯ００００００ ００００００００００００００００００００００００００ｏｓｏ　ｏｏｏｏｏｏ ｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏ。

ｏｃｏ　ｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｎｏ。

ｏｏｏ　ｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｎｏｏｏｏｏｏｏｏ。

ＯＥＯ０００００００００００００００００００００００００００００００００ ＦＯ０００００００００００００００００００ｎ００００００００００００なお 、バイト対ＰＦ　ＦＦはファイルの終端を示す。

行き先ディスク（表２の下方に示されている）翻訳されたＦＡＴ（以下、再マツ ピングクラスタと称する）は翻訳されたアドレスに変更されて、クラスタ２６（ 下線で示す）に対する参照はクラスタ１９２（００ＣＯ１６進）に変更される必 要がある。

クラスタ２７は元のＦＡＴではファイルの終端としてマークされており、翻訳さ れた記憶位置においてもクラスタ１９３で保持される。

クラスタ２６及び２７はバイト対Ｆ７　ＦＦ不良としてマークされることに留意 する必要がある。

味照が・・　された後のＦＡＴの部分１６進ダンプ表　２ ０００　Ｆ８ＦＦＦＦＦＦ０３０ｎ０４０００５０００６０００７０００８００ ０１００９０００Ａ０００Ｓ００ＱＣ０００００００Ｅ０００Ｆ００１０００（ １２０１１０Ｑ　１２００１３００１４００１５Ｄｏ１５００１７００１８００ ０３０１９００　Ｃ０００Ｆ７ＦＦＦ７ＦＦ　１０００１Ｅ００ＩＦ００２００ ００５０２９００２Ａ００２８００２Ｃ００２Ｄ００２Ｅ００２Ｆ００３０００ ０６０３１００３２ＱＯ３３０ＯＦＦＦＦ３５００３６００３７００３８０００ ７０３９００３Ａ００３８００３Ｃ００３Ｄ００３Ｅ００３Ｆ００４００００８ ０４１００４２００４３００４４００４５００４６０ＯＦＦＦＦ０００００ＡＯ ０００００００００００００００００Ｑ０００ＣＩ００００００００００ｏｅｏ 　ｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｎｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏ。

ＱＣＯＦＦＦＦＩＣ００００００００００００００００００００００００００ｏ ｏｏ　ｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏ。

ＯＥＯ０００００００００００００００００００００００００００００００００ ＦＯ００’０００００００００ｆｌｌＯｎ０００００００００００００００００ ０以下の表３にしめされているようにルートディレクトリを見る必要がある。

元のルートディレクトリセクタの部分１６進ダンプ表　３ ０００４６４９４Ｃ４５３１２０２０２０５４２０００００００００００００Ｆ ＩＬＥ１．、、ＴＸＴ。

０１０００００００００００００００６０７１０Ｅ□ＤＢ６２００００　、、、 、、、、、、、、。

０２０　４６４９４Ｃ４５３１２０２０２０５４２００ｎ　０００００００００ ０　Ｆ几Ｅ２．、、ＴＸＴ。

０３０００００００００００００００６０７１０Ｅ１８ＤＯＤＢ５２００００　 、、、、、、、、、、、。

０４０４６４９４Ｃ４５３１２０２０２０５４２０００００００００００００Ｆ ＩＬＥ３．、、ＴＸＴ。

０５０００００００００００００００６０７１０ＥＭＩＯＤＢ６２００００　、 、、、、、、、、、、。

０６０００００００００００００００００００００００００００００００００　 、、、、、、、、、、、。

０７０００００００００００００００００００００００００００００００００　 、、、、、、、、、、、。

ｏｓｏ　ｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏ 　、、、、、、、、、、、。

０９０００００００００００００００００００００００００００００００００　 、、、、、、、、、、、。

ＱＡＯ００００Ｄｏ００００００００００００００００００００００００００　 、、、、、、、、、、、。

ｏｓｏ　ｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏ 　、、、、、、、、、、、。

ｏｃｏ　ｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏａｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｎｏｏｏｏ 　、。１．８９１．。１．。

ｏｏｏ　ｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｎｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏ 　、。１０１９８１．１．。

ＯＥＯ００００００００００００００００００００００００００００００００、 、、。１０９．２１．。

ＯＦＯ００００００００００００００００００００００００００００００００、 、、、、、、、、、、。

開始クラスタ参照は下線で示されており、以下のようである。

ＦＩＬＥｌ、ＴＸＴ　開始クラスタ０００２　（１６進）　２（１０進）ＦＩＬ Ｅ２．　ＴＸＴ　開始り５　スタ００１Ｂ　（１６進）　２７（１０進）ＦＩＬ Ｅ３．　ＴＸＴ　開始クラスタ００３４（１６進）　５２（１０進）クラスタ２ ７を示す翻訳テーブルはクラスタ１９２に再マ・ノビングされ、従って、ＦＩＬ Ｅ２．　ＴＸＴの開始クラスタ参照は、表４に示すようにｌ　９２　（００ｃＯ １６進）に変更される。

照パ　後のルートディレクトリセクタの部分１６進ダンプ表　４ ０００　４６　４９　４Ｃ４５３１２０２０２０５４２０００００００００００ ００ＦＩＬＥｌ、、、ＴＸＴ、、、、。

０１０００００００００００００００６０７１０Ｅ０２００ＤＢ６２００００　 、、、、、、、、、、、、、、、。

０２０４５４９４Ｃ４５３１２０２０２０５４２０００００００００００００Ｆ ＩＬＥ２．、、ＴＸＴ、、、、。

０３０００００００００００００００６０７１０Ｅ□ＤＢ６２００００　、、、 、、、、、、、、、、、、。

０４０４６４９４Ｃ４５３１２０２０２０５４２０００００００００００００Ｆ ＩＬＥ３．、、ＴＸＴ、、、、。

０５０００００００００００００００６０７１０Ｅ３４００ＥＢ６２００００　 、、、、、、、、、、、、、、、。

０６０００００００００００００００００００００００００００００００００　 、、、、、、、、、、、、、、、。

０７０００００００００００００００００００００００００００００００００　 、、、、、、、、、、、、、、、。

ｏｓｏ　ｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏ 　、、、、、、、、、、、、、、、。

０９０００００００００００００００００００００００００００００００００　 、、、、、、、、、、、、、、、。

ＯＡＯ００００００００００００００００００００００００００００００００、 、、、、、、、、、、、、、、。

ｏｏｏ　ｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏ 　、、、、、、、、、、、、、、、。

ＯＥＯ００００００００００００００００００００００００００００００００、 、、、、、、、、、、、、、、。

ＯＦＯ００００００００００００００００００００００００００００００００、 、、、、、、、、、、、、、、。

サブディレクトリ参照は、ルートディレクトリと同様な方法で正確に処理される 。

上述のバックアップ方法の好適な特徴は各書き込み動作の時間の記録である。テ ープに各ディスクが書き込む正確なデータと時間とを記録することにより、デー タはいかなる時間についても再生可能である。この再生によりフィルの複写が可 能になり、いかなる回数でも再現可能である。本発明に基づ（好適な方法におい ては、更新された現在のファイル名を計算することが可能であり、それにより、 ディスクのいかなるステージ及び全ての状態についてデータを再構成することが 単純化され、従って、それに含まれるファイルが記録される。再生を保留するこ とにより、ユーザは後に削除される可能性がある情報を回復することができる。

上述のソフトウェアは、ユーザがコンピュータのスイッ・プを入れた場合に自動 的にロードされて、機械のスイッチが切られるまでにディスクに生じた全ての変 化の完全な複写を作成する。こうして、ソフトウェアはディスク委変化が生じる たびに全ての変化の完全な「監査追跡」を提供する。データは失われず、ユーザ はすぎに除去可能な完全なバックアップを有する。

好適な方法においては、ソフトウェアにより、ユーザは、複数の物理的又は論理 的ハードディスクドライブ（又は、その他の格納装置）の組合わせを監視するよ うに選択することが可能である。システムは、このように、特にネットワークシ ステムに好適である。

好適な実施例は、以下のような特徴を備えている。

テープマーク：ユーザはいかなる時でもある事象を識別するためにバックアップ テープ上に「マーク」を付することが可能である。

このマークはユーザ定義テキストメツセージを含み、特定の時点におけるデータ の回復を援助する。再生の選択は常に、テープのマークが来たときに停止し、コ メントを表示する。

フェールセーフ動作：破壊又は電力故障の場合には、データは、故障が生じた直 前の瞬間に保持されて、テープへのデータマークの終端の書き込みが不要である 。

ターンキー動作：　Ａ［ＩＴＯＥＸＥＣファイルは、止められた時点から現在の 実時間バックアップを継続するための指令を含んでいる。前のテープを継続して 使用することも可能であるし、また、新しいテープを代わりに用いることも可能 である。テープドライブとＰＣの両方が完全に電源オフにされた場合には、バッ クアップソフトウェアは高速のシークアルゴリズムを用いて、記録データの終端 を発見し、その時点から継続する。テープドライブの電源が刈られていない場合 にはぐたとえ、ＰＣが再ブートされたとしても）、シークは不要であり、バック アップがすぐに続けられる。バックアップソフトウェアは、全ての電源が故障し た場合であっても、どれだけのテープが使用されて、どれだけのテープが残って いるかを知っている。

テープの終端及びアラーム警告：構成はユーザ定義アラーム設定を含んでいる。

ある量のデータが書き込まれると、バックアップソフトウェアが連続する２音の アラームを発生し、ユーザにテープが終了することを知らせる。現在実行中のソ フトウェアパッケージの動作は影響されない。このアラームはまたいかなる理由 であれテープの故障の場合にも発生される。ユーザは構成ファイルを調整して、 テープドライブ故障の事象中の実時間バックアップを放棄するか、問題が調整さ れる間さらに更新がされないように読み出しのみを行うようにハードディスクを 設定する。

ユーザの観点からは動作の原理は次の通りである。

１）　単純な構成のファイルによりユーザは監視されるべき３つの物理的又は論 理的ハードディスクの組合わせを選択可能である。

２）　バックアップソフトウェアの「スナップショット」選択が用いられて、好 適なドライブの鏡像がリコールされる。

３）　バックアップ選択が起動されると、自動的にハードディスクに変化が生じ た場合にその変化が記録される。

４）　誤り又は要求に応じてディスクの再構成が必要となった場合には、ユーザ は鏡像を複写してそれをドライブに戻し、それがらバックアップテープを再生し て、誤り又は要求が生じた地点の直前にまでディスクを再構成する。

ＯＷＩ　ＯＷ２　０Ｗ３　ＤＷ４　ＤＷＳＦ／６．４゜ 開始 Ｉ！１ｌＷｋ！［査′／ＩＩ４失 Ｗｓｍｍｌｅ□ｌ　ＡｅＮｃｍ＋：。、。ＰＣＴ／ＧＢ　９０１００９９７国際 調査報告

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １　ランダムアクセスメモリと中央処理装置と不揮発性格納装置を含むデータ処 理システムを動作させる方法であって、メモリに格納された指令に従って動作す る中央処理装置が少なくとも格納装置の一部を形成する基本格納手段に周期的に データを書き込むように起動され、複数のかかる書き込み動作の間に中央処理装 置が指令により起動されて同じデータをバックアップ格納手段に対して書き込み を行う複数の対応するバックアップ書き込み動作を実行すること、から成ること を特徴とする方法。 ２　前記バックアップ書き込み動作が前記同じデータを別の不揮発性格納装置に 書き込むことからなることを特徴とする、請求項１に記載の方法。 ３　前記バックアップ書き込み動作が、連続するバックアップ書き込み動作がバ ックアップ格納手段の異なる記憶位置に格納され、それにより基本格納手段に上 書きされるデータがバックアップ格納手段中に保持されるように、制御されるこ とを特徴とする、請求項１又は２に記載の方法。 ４　バックアップ書き込み動作を起動するための指令が格納されて、データ処理 システムの基本入出力レベルで実行されることを特徴とする、請求項１〜３のい ずれかに記載の方法。 ５　各バックアップ書き込み動作がマイクロプロセッサベースコンピュータのメ モリ内に格納された基本入出力システム内に永久的に存在するソフトウェアルー チン手段により実行されて、該ルーチンがデータを基本格納手段に書き込むため の書き込み動作を実行するためのルーチンと連動することを特徴とする、請求項 １〜４のいずれかに記載の方法。 ６　バックアップ格納手段に複写される情報が書き込み動作の連続リストとして 格納されることを特徴とする、請求項１〜５のいずれかに記載の方法。 ７　各書き込み動作が記憶位置要素及びデータ要素としてバックアップ格納手段 に格納され、記憶位置要素が基本格納手段に格納された時のデータの記憶位置に 関する情報を含むことを特徴とする、請求項１〜６のいずれかに記載の方法。 ８　各記憶位置要素が対応する書き込み動作の日付と時間に関連する情報と連係 されていることを特徴とする、請求項７に記載の方法。 ９　バックアップ格納手段から行き先格納手段にデータを回復することを含み、 該回復ステップが、行き先格納手段の故障部分の記憶位置を決定し、格納された 記憶位置要素の代わりに新しい記憶位置要素を置き換えてデータが行き先格納手 段の正しく機能する部分に回復されることを特徴とする、請求項７又は８に記載 の方法。 １０元のデータに関連するファイルアロケーションテーブル及びディレクトリを 変更することを含む、請求項９に記載の方法。 １１基本格納手段に書き込まれた書き込み動作を連続リストとして格納するため のバックアップ格納手段を提供し、各書き込み動作はバックアップ格納手段に記 憶位置要素及びデータ要素として格納され、記憶位置要素は基本格納手段に格納 された時のデータ要素の記憶位置に関連する情報を含むデータ処理装置の動作方 法において、バックアップ格納手段から行き先格納手段への回復が、行き先格納 手段の故障部分の記憶位置を決定し、行き先格納手段の正確に機能する部分にデ ータ要素を回復するために、格納された記憶位置の代わりに新しい記憶位置要素 をデータ要素に割当てるための翻訳テーブルを確立することを含むことを特徴と する方法。 １２元のデータ内のファイルアロケーションテーブル及びディレクトリの変更す る含むことを特徴とする、請求項１１に記載の方法。 １３データの回復を制御する指令が格納されて、データ処理システムの基本入出 力レベルで実行されることを特徴とする、請求項１１又は１２に記載の方法。 １４翻訳テーブルがデータ処理システムの基本入出力レベルで確立されているこ とを特徴とする、請求項１１〜１３のいずれかに記載の方法。 １５ランダムアクセスメモリと中央処理装置と不揮発性格納装置とからなるデー タ処理システムの動作方法であって、不揮発性格納装置に書き込まれるデータに 関するバックアップを提供し、データが少なくとも格納装置の一部を形成する基 本格納手段に書き込まれる各書き込み動作ごとに、データが、基本格納手段に格 納された時のデータの記憶位置に関する情報を含む記憶位置ブロックと共にデー タブロックとして、バックアップ格納手段に書き込まれるバックアップ書き込み 動作を実行し、さらに、基本格納手段に対する連続する書き込み動作に関するバ ックアップ書き込み動作が記憶位置の連続リストとしてバックアップ格納手段に 格納され、データブロック対がバックアップ格納手段の異なるそれぞれの記憶位 置に格納されることを特徴とする方法。 １６基本格納手段及びバックアップ格納手段に対する書き込み動作が基本入出力 システムのレベルで実行されることを特徴とする、請求項１５に記載の方法。 １７さらに、バックアップ格納手段から行き先格納手段にデータを回復するため の方法を含み、該回復方法が、メモリ内の翻訳テーブルを確立し、バックアップ 格納手段から記憶位置ブロックを読み出し、前記記憶位置ブロックにより表され る行き先格納手段内の記憶位置が故障している場合には新しい記憶位置を割当て 、前の記憶位置に関連して翻訳テーブル内に新しい記憶位置を記憶し、バックア ップ格納手段から記憶位置ブロックに関連してデータブロックを読み出し、それ を行き先格納手段に書き込み、格納されるべく要求された全てのデータが行き先 格納手段に回復されるまで、前記読み出し、割当て、読み出し及び書き込みステ ップを反復することを特徴とする、請求項１５又は１６に記載の方法。 １８データ処理システムにファイルアロケーションテーブル及びディレクトリが 格納されており、回復手段がさらに、ファイルアロケーションテーブル及びディ レクトリを走査して、変更が生じた場合に翻訳テーブルにより示される記憶位置 のアドレス参照を変更するステップをさらに含むことを特徴とする、請求項１７ に記載の方法。 １９ランダムアクセスメモリと中央処理装置と不揮発性基本格納手段と不揮発性 バックアップ格納手段とを含むデータ処理システムであって、システムが、デー タが基本格納手段に書き込まれる各書き込み動作に対応してバックアップ書き込 みステップを実行するようにプログラムされて、該バックアップ書き込みステッ プが記憶位置ブロック及びデータブロックとしてバックアップ格納手段に書き込 み動作を書き込むことからなり、記憶位置ブロックが基本格納手段内のデータブ ロックの記憶位置に関連する情報を含み、さらに、システムが連続リストとして バックアップ格納手段に連続書き込み動作を書き込むようにプログラムされてお り、各記録位置及びデータブロック対がバックアップ格納手段の異なる個々の記 録位置に格納されることを特徴とするシステム。 ２０メモリにはバックアップ書き込みステップを実行するための指令が格納され て、指令が基本入出力システム（ＢＩＯＳ）レベルで格納されていることを特徴 とする請求項１９に記載のシステム。 ２１さらに、バックアップ手段に格納されたデータを格納するための行き先格納 手段を含み、前記システムが、メモリ内の翻訳テーブルを確立し、バックアップ 格納手段から記憶位置ブロックを読み出し、前記記憶位置ブロックにより表され る行き先格納手段内の記憶位置が故障している場合には新しい記憶位置を割当て 、新しい記憶位置を前の記憶位置と関連させて翻訳テーブルに記憶し、バックア ップ格納手段から記憶位置ブロックに関連するデータブロックを読み出し、それ を行き先格納手段に書き込み、格納されるべく要求された全てのデータが行き先 格納手段に格納されるまで、読み出し、割当て、読み出し及び書き込みステップ を反復することを特徴とする、請求項１９又は２０に記載のシステム。 ２２ファイルアロケーションテーブル及びディレクトリを格納するべく構成され ており、該システムが、さらに、ファイルアロケーションテーブルを走査して、 変化が生じていた場合には翻訳テーブルにより示される記憶位置のアドレス参照 を変更するようにプログラムされていることを特徴とする、請求項２１に記載の システム。