JPH05250099A

JPH05250099A - 高速ファイルアクセス制御方法および計算機システム

Info

Publication number: JPH05250099A
Application number: JP4046685A
Authority: JP
Inventors: Mitsuru Akisawa; 充秋沢; Kanji Kato; 寛次加藤; Hiroyoshi Suzuki; 広義鈴木; Toshiyuki Maki; 敏行牧
Original assignee: Hitachi Ltd; Hitachi Computer Engineering Co Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd; Hitachi Computer Engineering Co Ltd
Priority date: 1992-03-04
Filing date: 1992-03-04
Publication date: 1993-09-28
Anticipated expiration: 2016-08-20
Also published as: JP3199816B2

Abstract

(57)【要約】【目的】本発明の目的は、極めて低コストで高速なファ
イルアクセスが可能な計算機システムを提供することに
ある。【構成】ディスコネクト・リコネクト機能付きＩ／Ｏバ
スとのインタフェースを有する計算機システム、および
Ｉ／Ｏバスに接続された複数の磁気ディスク装置から構
成される。計算機システムは、ディスク管理情報、ファ
イル管理情報、およびファイル記述子対応情報を参照し
て、ディスクアクセスの際にファイルを分割して複数の
ディスクに非同期で読み書きするための制御手段を有す
る。【効果】複数の磁気ディスク装置のみで他の特別な制御
装置を用いずに、高速なファイルアクセスを実現するこ
とができるという効果がある。特殊なハードウェアを必
要としないので、従来よりも非常に低コストで高速なフ
ァイルアクセスが可能な計算機システムを実現できる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ワークステーションや
サーバ等の計算機システムに関わり、特に磁気ディスク
装置に格納されたファイルの高速アクセス制御方法、及
び高速アクセス機能を有する装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年のＣＰＵ性能の飛躍的な向上によ
り、ワークステーションやサーバの演算性能は著しく向
上した。しかしＣＰＵ性能の向上に比較して、Ｉ／Ｏ性
能、特に磁気ディスク装置に格納されたファイルのアク
セス速度の向上は十分とは言い難い。これは、磁気ディ
スク装置のような２次記憶装置のアクセス速度ネック、
及びＩ／Ｏバスインタフェースの速度ネックが主な要因
である。

【０００３】このネックを解消して高速なファイルアク
セスを実現する技術の一つとして、アレイディスク装置
がある。これは、磁気ディスク装置（以下、簡単のため
にディスクドライブあるいは単にディスクと呼ぶ）を複
数台内蔵する装置で、各ディスクを並列に動作させるこ
とにより、高速なファイルアクセスを実現しようとする
ものである。さらに、Ｉ／Ｏバスとの接続に高速なイン
タフェースを用いることにより、Ｉ／Ｏバスインタフェ
ースの速度ネックの解消も図ろうとしている。

【０００４】図４６にアレイディスク装置の構成を、ま
た図４７にファイル読み出しの場合のタイムチャートを
示す。図４６及び図４７は、各スタックが４台のディス
クで構成されている例であるが、ディスク台数には増減
があっても構わない。これらの図を用いてアレイディス
ク装置の動作を説明する。

【０００５】アレイディスク装置３００はホストＣＰＵ
装置４００から読み出し命令を受けると、装置内部のコ
ントローラ（図には示していない）が、まずスタック０
のディスクｈｄ０〜３にほぼ同時にデータブロック読み
出しの起動をかける。スタック０の各ディスクはシー
ク、回転待ちのあとにディスク媒体から当該データブロ
ックを読み出す。ディスクから読み出されたデータブロ
ック０〜３は、それぞれ別々のＦＩＦＯ（３１０〜３１
３）に格納される。この読み出し動作はスタック０のデ
ィスクｈｄ０〜３でそれぞれ独立かつ並列に実行される
ために、全体の読み出し処理の高速化が実現される。次
に、これらのデータブロック０〜３は時分割で装置内部
の高速バス、すなわちｉ−Ｂｕｓ３２０を介してそれぞ
れバッファ３３０に順次シーケンシャルに転送される。
このバッファ３３０で各ディスクから独立に読み出した
データブロック０〜３を正しい順序に整列する。そし
て、高速なＳＣＳＩバス１６０を介してデータブロック
０〜３をホストＣＰＵ装置４００へ転送する。その後、
次の読み出し命令が発行されていれば、データブロック
を読み出すべきスタックのディスクに対して、アレイデ
ィスク装置内部のコントローラは直ちに読み出しの起動
をかける。

【０００６】アレイディスク装置では、こうした一連の
動作を繰り返すことによって、高速なファイルアクセス
を実現している。

【０００７】なお、アレイディスク装置に関連する公知
例としては、特開昭６４−４１０４４号「データ転送方
式」、特開昭６４−２１５２５号「磁気ディスク制御装
置」等がある。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】上述のように、アレイ
ディスク装置を用いると高速なファイルアクセスを実現
することができる。しかしながら、スタックを構成する
複数のディスクの動作を制御する装置内蔵のコントロー
ラとして、複雑で高価なハードウェアが必要となる。こ
のために、計算機システムのコストパフォーマンスが低
下するという問題がある。また、ディスクの台数を増や
す場合には１スタック単位で増設しなければならないた
め、トータル容量に関するフレキシビリティが不十分で
あるという問題もある。

【０００９】そこで本発明の目的は、計算機システムの
コストパフォーマンスを低下させることなく、アレイデ
ィスク装置に匹敵する高速なファイルアクセス機能を実
現するファイルの高速アクセス方法、並びにこれを用い
た計算機システムを提供することである。また、本発明
の他の目的として、ディスクシステムのトータル容量の
フレキシビリティーを高めるファイルアクセス方法、お
よびこれを用いた計算機システムを提供することにあ
る。

【００１０】

【課題を解決するための手段】本発明は上記課題を解決
することを目的とし、複雑で高価なハードウェアを用い
ずに、複数台の磁気ディスク装置のアクセスをソフトウ
ェアで多重制御することにより、高速なファイルアクセ
スを実現する方法及び計算機システムを提供するもので
ある。

【００１１】図４８に本発明の原理図を、また図４９に
本発明におけるファイル読み出しのタイムチャートを示
す。図４８及び図４９はディスク台数が４台の場合を示
す例であるが、ディスク台数には増減があっても構わな
い。これらの図を用いて本発明の原理について説明す
る。

【００１２】本発明においては、計算機システムにＳＣ
ＳＩバスのようなディスコネクト・リコネクト機能を有
するＩ／Ｏバス１６０を設けてホストＣＰＵ装置４００
と接続し、さらに、このＩ／Ｏバス１６０に内部キャッ
シュメモリ２０−０〜２０−３を有する複数台の磁気デ
ィスク装置１７０−０〜１７０−３を接続し以下のアク
セス制御を行う。

【００１３】ファイルの書き込みを行う場合には、ホス
トＣＰＵ装置４００は該当ファイルをサブファイルに分
割して、これらを各磁気ディスク装置１７０−０〜１７
０−３の内部キャッシュメモリ２０−０〜２０−３に次
々に書き込んでゆく。ホストＣＰＵ装置４００がサブフ
ァイルを構成するデータブロックを各磁気ディスク装置
の内部キャッシュメモリに書き込み終わると、各磁気デ
ィスク装置は書き込み終了をホストＣＰＵ装置４００へ
知らせる。その後、各磁気ディスク装置内部で内部キャ
ッシュメモリに書き込まれたデータが、それぞれシーク
と回転待ちの後にディスク媒体に書き込まれる。当然こ
の間、ホストＣＰＵ装置４００は他の磁気ディスク装置
の内部キャッシュメモリへ他のサブファイルの書き込み
を行うことができる。

【００１４】ファイルの読み出しを行う場合には、ホス
トＣＰＵ装置４００は、そのファイルを格納するサブフ
ァイルを読み出す命令を該当する各磁気ディスク装置１
７０−０〜１７０−３に対して次々に発行してゆく。発
行後、Ｉ／Ｏバス１６０を介したホストＣＰＵ装置４０
０と各磁気ディスク装置１７０−０〜１７０−３との接
続をディスコネクトする。一方、各磁気ディスク装置は
読み出し命令を受け付けると、それぞれシークと回転待
ちの後にディスク媒体からデータを内部キャッシュメモ
リへ読み出して、ホストＣＰＵ装置４００に対してリコ
ネクト要求を発行する。最も早くリコネクト要求を受け
付けられた磁気ディスク装置から、ホストＣＰＵ装置４
００はデータの主記憶装置への読み込みを開始する。こ
の間、他の磁気ディスク装置もホストＣＰＵが発行した
読み出し命令に基づき、ディスク媒体から内部キャッシ
ュメモリへデータを読み出す動作を行い、読み出し完了
と共にリコネクト要求をホストＣＰＵ装置４００へ発行
する。このようにして読み出したサブファイルはホスト
ＣＰＵ装置４００側で合成され、元ファイルが再生され
る。

【００１５】上述したファイルアクセス動作において、
磁気ディスク装置１７０−０〜１７０−３の内部キャッ
シュメモリ２０−０〜２０−３へのＩ／Ｏバス１６０を
介してのアクセスは高速なＩ／Ｏバスの速度で行えるた
め、シークや回転待ち、およびディスク媒体と内部キャ
ッシュメモリ間のデータ転送時間に比較し、極めて短時
間に行えることになる。その結果、読み出し動作も書き
込み動作も、ほぼ各磁気ディスク装置がそれぞれ独立に
並行して行うことになるため、システム全体としては高
速なファイルアクセスが実現されることになる。

【００１６】以上に述べたように、ファイルの読み出し
と書き込みのどちらの場合でも、磁気ディスク装置の内
部キャッシュメモリの存在と、これに対するＩ／Ｏバス
からのアクセスが高速なことを利用して、磁気ディスク
装置の並列動作とＩ／Ｏバスの効率的な利用が実現でき
る。これにより、高速なファイルアクセスを可能とする
計算機システムを提供することができる。

【００１７】上記の各機能を実現するために、本発明の
提供する高速ファイルアクセス制御方法は、ディスコネ
クトおよびリコネクト機能を有する少なくとも１本以上
の入出力バスを有し、それぞれバスインタフェース装置
を介して主記憶装置に接続された該入出力バスに各々異
なった装置として識別できる、内部キャッシュメモリを
備えた複数の外部記憶装置が接続された計算機システム
において、（１）入出力バスに接続された複数の外部記
憶装置の中から任意の複数の外部記憶装置を選択し、外
部記憶装置グループを定義した外部記憶装置の構成情報
を記憶したディスク管理情報を参照して、指定された外
部記憶装置グループからこれを構成する外部記憶装置名
称を求めるディスク構成情報参照ステップと、（２）ア
クセスの対象となる元ファイルのファイル記述子とこれ
を分割構成するサブファイルのファイル記述子とを対応
付けて記憶したファイル記述子管理情報を参照して、指
定された元ファイルのファイル記述子からこれを構成す
るサブファイルのファイル記述子を求めるサブファイル
記述子参照ステップと、（３）元ファイルを構成するサ
ブファイルの、外部記憶装置グループ内の各外部記憶装
置上での格納位置情報を記憶したファイル管理情報を参
照して、指定されたサブファイル記述子から該サブファ
イルが格納されるべき、あるいはすでに格納されている
該当外部記憶装置上の位置情報を求めるファイル位置情
報参照ステップと、（４）上記ファイル位置情報参照ス
テップにより求められた各サブファイルを格納する外部
記憶装置名称および該当外部記憶装置上の格納位置情報
をもとに、ファイル書き込みの際には、書き込み対象と
なる磁気ディスク装置と当該バスインタフェース装置を
コネクトして主記憶装置から該当するサブファイルを当
該磁気ディスク装置の内部キャッシュメモリに転送し、
転送し終えた段階で該内部キャッシュメモリからディス
ク媒体上への書き込み終了を待たずに、当該磁気ディス
ク装置をバスインタフェース装置からディスコネクト
し、次の格納対象となる磁気ディスク装置をコネクト
し、書き込み対象サブファイルを該磁気ディスク装置の
内部キャッシュメモリへ転送し、転送終了次第ディスコ
ネクトするという動作を次々に繰り返し、ファイル読み
出しの際には、読み出し対象のサブファイルを格納して
いる磁気ディスク装置と当該バスインタフェース装置を
コネクトして、該磁気ディスク装置に対して読み出し要
求を発行し、該磁気ディスク装置内のディスク媒体上の
サブファイルが同装置内のキャッシュメモリへ転送され
るのを待たずに、該磁気ディスク装置をディスコネクト
し、直ちに次の磁気ディスク装置とコネクトして次のサ
ブファイルの読み出し要求を発行するという動作を繰り
返す一方、内部キャッシュメモリ上へサブファイルの読
み込みが終了したことを伝えてきた磁気ディスク装置か
らリコネクトを行い、該当キャッシュメモリ上のサブフ
ァイルを主記憶上へ読み出すという動作を行うファイル
アクセス制御ステップから構成される。

【００１８】なお、上記の複数台の磁気ディスク装置か
ら構成される仮想的なディスク装置をバーチャルアレイ
ディスク、または単にバーチャルアレイと呼ぶことにす
る。

【００１９】

【作用】本発明において、上記の課題を解決するための
手段で述べた各処理ステップがどのように作用するのか
を説明する。

【００２０】まず、処理ステップ（１）では、ファイル
システムの指定されたディレクトリにバーチャルアレイ
ディスクを割り当て、利用可能な状態とする。この際
に、ディスク管理情報を参照してバーチャルアレイディ
スクを構成する磁気ディスク装置を認識し、構成要素で
ある磁気ディスク装置をバーチャルアレイディスクとし
て利用可能な状態にする。

【００２１】ディスク管理情報は、バーチャルアレイデ
ィスクがどの磁気ディスク装置から構成されるのかを定
義する。一般に、各磁気ディスク装置は複数のパーティ
ションに分割して使用するので、個々の磁気ディスク装
置とそのパーティションを指定することで利用する領域
を確定できる。ディスク管理情報はバーチャルアレイデ
ィスクが使用する磁気ディスク装置とそのパーティショ
ンを管理する。

【００２２】次に、処理ステップ（２）では、元ファイ
ルのファイル記述子とこれを分割したサブファイルのフ
ァイル記述子との対応関係を登録したファイル記述子管
理情報を参照して、サブファイルが格納された磁気ディ
スク装置にアクセスするためのサブファイルのファイル
記述子を得る。

【００２３】ファイル記述子管理情報は、元ファイルの
ファイル記述子と、バーチャルアレイディスクに格納し
たサブファイルのファイル記述子とのあいだの対応を管
理する。これにより、サブファイルの格納された複数の
磁気ディスク装置をアクセスすることが可能となる。フ
ァイル読み出し、あるいは書き込みの場合には、アプリ
ケーションプログラムから与えられた元ファイルのファ
イル記述子を、ファイル記述子管理情報を参照してサブ
ファイルのファイル記述子に変換する。また、ファイル
を新規に作成して書き込みを行う場合には、新たに元フ
ァイルとサブファイルのファイル記述子を割り当てて、
ファイル記述子管理情報にこれらの対応関係を登録す
る。これ以降、ファイルの分割された実体であるサブフ
ァイルへのアクセスは、元ファイルのファイル記述子に
よって行うことができるようになる。

【００２４】次に、処理ステップ（３）では、処理ステ
ップ（２）で得たサブファイルのファイル記述子から、
サブファイルのファイル管理情報を得る。これを用いて
サブファイルを格納した磁気ディスク装置へアクセスす
る。

【００２５】ファイル管理情報には、サブファイルが格
納されている磁気ディスク装置、ストライピングブロッ
ク数、サブファイルを構成するデータブロックが格納さ
れている位置を示す位置情報が登録されている。各サブ
ファイルのファイル管理情報を参照して、どの磁気ディ
スク装置のどこに格納されたデータブロックを順にアク
セスするのかを決定する。これにしたがってサブファイ
ルを順にアクセスすることにより、元ファイルをアクセ
スすることとなる。

【００２６】最後に、処理ステップ（４）では、バーチ
ャルアレイディスクに格納されたファイルをアクセスす
る。実際の処理では元ファイルを格納する磁気ディスク
へのアクセスとなる。

【００２７】ファイルアクセスは読み出しと書き込みの
場合とがあるが、いずれにせよ処理ステップ（３）で得
られたサブファイルのファイル管理情報を用いる。ファ
イル管理情報は、サブファイルの磁気ディスク上での格
納位置を管理する。したがって、各サブファイルのファ
イル管理情報からアクセスするデータブロックの格納位
置を得て、次々に各サブファイルを格納する磁気ディス
ク装置にアクセス要求を発行する。この際に、各サブフ
ァイルをアクセスする順番はファイル記述子管理情報か
ら得る。また、サブファイルを格納する各磁気ディスク
装置に対して連続してアクセスするブロック数は、スト
ライピングブロックとしてファイル管理情報に登録され
ている。

【００２８】ファイル読み出しの場合には、読み出し対
象のサブファイルが格納されている磁気ディスク装置と
Ｉ／Ｏバスインタフェース装置とをコネクトし、読み出
し要求を発行する。要求が発行されると、磁気ディスク
装置はヘッドの位置決めを行い、内部キャッシュメモリ
へディスク媒体からデータを転送する。このために待ち
時間が生じる。したがって、磁気ディスク装置とＩ／Ｏ
バスインタフェース装置とを一旦ディスコネクトする。
この間に他の磁気ディスク装置とＩ／Ｏバスインタフェ
ース装置とをコネクトし、読み出し要求を発行すること
ができる。この場合にも、やはりヘッドの位置決めと内
部キャッシュメモリへのデータ転送を行うための待ち時
間が生じるので、さらにまた別の磁気ディスク装置に読
み出し要求を発行することができる。ヘッドの位置決め
が完了して読み出しが可能となった磁気ディスク装置か
らデータブロックを読み出し、その直後に次に読み出す
データブロックの読み出し要求を発行し、磁気ディスク
装置とＩ／Ｏバスインタフェース装置とをディスコネク
トするよう制御する。この様にして次々に読み出し要求
を各磁気ディスク装置に発行して、サブファイルを主記
憶上に読み込むことにより、元ファイルの読み込み処理
を行う。

【００２９】ファイル書き込みの場合には、格納対象と
なる磁気ディスク装置とＩ／Ｏバスインタフェース装置
とをコネクトし、書き込み要求を発行する。要求発行後
にデータブロックを磁気ディスク装置へ転送する。転送
されたデータブロックは磁気ディスク装置の内部キャッ
シュメモリに書き込まれ、ヘッドの位置決めが完了する
とディスク媒体へ書き込まれる。この際に、内部キャッ
シュメモリへのデータブロック書き込みの終了をもっ
て、磁気ディスク装置とＩ／Ｏバスインタフェース装置
とをディスコネクトし、磁気ディスク装置への書き込み
を終了とする。したがって、内部キャッシュメモリから
ディスク媒体への書き込み終了を待たずに、次の磁気デ
ィスク装置とＩ／Ｏバスインタフェース装置とをコネク
トして、書き込み要求発行とデータブロックの転送を行
うことができる。この様にして次々に書き込み要求を各
磁気ディスク装置へ発行して、元ファイルをサブファイ
ルに分割しつつ主記憶上から書き込むことにより、元フ
ァイルの書き込み処理を行う。

【００３０】以上の各処理ステップによるファイルアク
セスにおいて、ファイル読み出しの場合には、磁気ディ
スク装置のディスク媒体から内部キャッシュメモリへの
データ転送の間に、次の磁気ディスク装置に読み出し要
求を発行できるために、複数の磁気ディスク装置に渡っ
て読み出し処理の多重制御を行うことが可能となる。こ
れにより、各磁気ディスク装置でのシークと回転待ち、
および内部キャッシュメモリへのデータ転送が並列に実
行される。このため各磁気ディスク装置にサブファイル
の読み出し要求を発行し終わると、リコネクト要求をう
けて各磁気ディスク装置からデータブロックを読み出す
際には、内部キャッシュメモリには主記憶へ読み出し可
能なサブファイルのデータブロックが常に存在すること
となる。これらを順に読み出しながら次の読み出し要求
を発行し、その後に次の読み出し可能な磁気ディスク装
置の処理に移って行くように制御することで、Ｉ／Ｏバ
スの利用効率の高い、高速なファイル読み出しが実現可
能となる。

【００３１】ファイル書き込みの場合には、磁気ディス
ク装置の内部キャッシュメモリからディスク媒体へのデ
ータ転送の間に、その終了を待たずに次の磁気ディスク
装置に対して書き込み要求を発行できるために、複数の
磁気ディスク装置に渡って書き込み処理の多重制御を行
うことが可能となる。これにより、各磁気ディスク装置
でのシークと回転待ち、および内部キャッシュメモリか
らディスク媒体へのデータ転送が並列に実行される。こ
のため、各磁気ディスク装置にサブファイルの書き込み
要求を順に発行することにより、高速なファイル書き込
みが実現可能となる。

【００３２】しかも以上のファイルアクセスにおいて、
アプリケーションプログラムでは元ファイルのファイル
記述子のみを意識すれば良く、サブファイルに分割して
格納されていることを意識する必要がない。したがっ
て、単体の磁気ディスク装置に格納されたファイルと同
様のアプリケーションインタフェースでアクセスするこ
とが可能である。

【００３３】上述のように、本発明では以上の各処理ス
テップにより複数の磁気ディスク装置を順にアクセスし
て並列動作させることにより、高速なファイルアクセス
を実現する。

【００３４】

【実施例】図１に本発明の第１の実施例を示す。本実施
例の構成は，共通なデータバス１０１に接続されたＣＰ
Ｕ１００、メモリ１１０、ＣＲＴディスプレイ１２０、
キーボード１３０、ネットワークインタフェース１４
０、及びＩ／Ｏバスインタフェース１５０からなる計算
機システムである。

【００３５】Ｉ／Ｏバスインタフェース１５０には、Ｉ
／Ｏバス１６０が接続され、このＩ／Ｏバス１６０に７
台の磁気ディスク装置１７０−０〜１７０−６が接続さ
れている。磁気ディスク装置の台数は７台以外の構成も
取りうる。各磁気ディスク装置１７０−０〜１７０−６
とＩ／Ｏバス１６０との間、及びＩ／Ｏバスインタフェ
ース１５０内にはディスコネクト・リコネクト装置１８
０−０〜１８０−７があり、磁気ディスク装置１７０−
０〜１７０−６がＩ／Ｏバス１６０を介してＩ／Ｏバス
インタフェース１５０とデータの送受信を行わないとき
には、両者の電気的な接続を解放（ディスコネクト）す
ることができる。再び電気的な接続が必要になったとき
には、再接続（リコネクト）することができる。これら
の制御はＣＰＵと磁気ディスク装置とが協調して行う。
なお、上述したディスコネクト・リコネクト装置は、磁
気ディスク装置１７０−０〜１７０−６の内部にディス
クコントローラ（図には示していない）とともに内蔵す
る構成も可能である。

【００３６】ネットワークインタフェース１４０はネッ
トワーク１９１に接続され、本ネットワーク１９１に接
続された遠隔地のワークステーション１９０等からのリ
モートアクセスを可能とする。

【００３７】次に本実施例の動作について、まずファイ
ルをディスクに書き込む場合を例に説明する。

【００３８】本実施例の計算機システムでは、ファイル
１０は固定長のデータブロックの集合としてＯＳ（オペ
レーティングシステム）で管理されている。すなわち、
図１に示すように、Ａ１０−０、Ｂ１０−１、Ｃ１０−
２、Ｄ１０−３、Ｅ１０−４、Ｆ１０−５、Ｇ１０−
６、Ｈ１０−７、Ｉ１０−８、Ｊ１０−９、．．．とい
う一連の複数のブロックから構成される。

【００３９】従来技術によるファイル書き込みの場合に
は、１個の磁気ディスク装置を選択し、その特定の磁気
ディスク装置に対して書き込み処理を行う。すなわち、
データブロックＡ１０−０、Ｂ１０−１、Ｃ１０−
２、．．．を同一磁気ディスク装置、例えば１７０−０
に対して書き込むことになる。その際、データブロック
はまず磁気ディスク装置１７０−０の内部キャッシュメ
モリ（図示せず）に書き込まれ、シークと回転待ちの後
にディスク媒体（図示せず）上に書き込まれる。ＣＰＵ
１００は内部キャッシュメモリ（以後、簡単のために内
部キャッシュとも表記する）にデータを書き込むと、デ
ィスク媒体への書き込みが終了するまで次の書き込み処
理には進まずに待ち状態（ｗａｉｔ状態）に入る。した
がって、この場合ブロックＡ１０−０のディスク媒体へ
の書き込みが完全に終了して、初めて次のブロックＢ１
０−１の書き込みを実行することが可能となる。これ
は、ブロックＢ１０−１を磁気ディスク装置１７０−０
へ書き込もうとしても、内部キャッシュ上のデータのデ
ィスク媒体への書き込みが終了していないため、書き込
みが行えないからである。

【００４０】一方これに対して、本実施例では複数の磁
気ディスク装置にファイルを分割して格納する。例え
ば、固定長のデータブロックから構成され、メモリ１１
０に格納されているファイル１０を、１データブロック
をＩ／Ｏの単位として、図１のｉｄ＝０から３までの４
台の磁気ディスク装置１７０−０〜１７０−３へ分割し
て格納する。この際、まずデータブロックＡ１０−０を
ｉｄ＝０の磁気ディスク装置１７０−０へ書き込む。デ
ータブロックＡ１０−０は磁気ディスク装置１７０−０
の内部キャッシュにまず書き込まれ、次にシークと回転
待ちの後にディスク媒体上の所定位置に書き込まれる。
これにより書き込み処理が終了することになる。本実施
例では、内部キャッシュからディスク媒体への書き込み
終了を待つことなく、磁気ディスク装置１７０−０の内
部キャッシュへの書き込みが終了した時点で、次のデー
タブロックであるブロックＢ１０−１をｉｄ＝１の磁気
ディスク装置１７０−１へ書き込むという処理を行う。
ここでも同様に、データブロックＢ１０−１の内部キャ
ッシュからディスク媒体への書き込み終了を待つことな
く、次のデータブロックＣ１０−２をｉｄ＝２の磁気デ
ィスク装置１７０−２へ書き込む処理を行う。以下同様
にして、データブロックＣ１０−２の内部キャッシュか
らディスク媒体への書き込み終了を待つことなく、デー
タブロックＤ１０−３をｉｄ＝３の磁気ディスク装置１
７０−３へ書き込む。データブロックＤ１０−３の磁気
ディスク装置１７０−３の内部キャッシュへの書き込み
が終了した後、ｉｄ＝０の磁気ディスク装置１７０−０
へ戻り、内部キャッシュからディスク媒体へのデータブ
ロックＡ１０−０の書き込みが終了していることを確認
した上で、ブロックＤ１０−３の書き込み終了を待つこ
となくブロックＥ１０−４を磁気ディスク装置１７０−
０の内部キャッシュに書き込む。ｉｄ＝０の磁気ディス
ク装置への書き込みが終了するのに十分な時間が取れな
い場合には、全体の磁気ディスク装置の台数を増やせば
良い。これにより、さらにファイル書き込みの性能を向
上させることができる。以下、データブロックＦ１０−
５、Ｇ１０−６、Ｈ１０−７、Ｉ１０−８、Ｊ１０−
９、．．．についても同様の方法で、異なる磁気ディス
ク装置１７０−１、１７０−２、１７０−３、１７０−
０、．．．と、順にデータブロックを書き込んでゆく。
すべて書き込み終わると、元ファイルの内容を４分割し
た４個のサブファイルが別々の磁気ディスク装置１７０
−０〜１７０−３に格納されたことになる。

【００４１】この様に、磁気ディスク装置の内部キャッ
シュからディスク媒体へのデータブロックの書き込みの
終了を待たずに、次の磁気ディスク装置へのデータブロ
ックの書き込み要求を発行する機能を非同期書き込みと
呼ぶ。

【００４２】非同期書き込みによりサブファイルを磁気
ディスク装置に書き込んでいる時、各磁気ディスク装置
１７０−０〜１７０−６とＩ／Ｏバスインタフェース１
５０がＩ／Ｏバス１６０を介して電気的に接続されるの
は、データブロックが磁気ディスク装置の内部キャッシ
ュへ転送される間のみである。すなわち、ホストＣＰＵ
１００から書き込み要求が発行されると、磁気ディスク
装置がＩ／Ｏバスインタフェース１５０と電気的に接続
され、データブロックの転送が可能となる。磁気ディス
ク装置の内部キャッシュへのデータブロックの書き込み
が終了すると、磁気ディスク装置とＩ／Ｏバスインタフ
ェース１５０との電気的接続が開放される。その後磁気
ディスク装置内部で、内部キャッシュからディスク媒体
へのデータ書き込みが独立して行われる。したがって、
ホストＣＰＵ１００はこの間に異なる次の磁気ディスク
装置へアクセスすることができるため、磁気ディスク装
置の内部キャッシュへのデータブロックの書き込みを終
了したら、直ちに次の磁気ディスク装置に対する書き込
み要求を発行し、この磁気ディスク装置とＩ／Ｏバスイ
ンタフェース１５０との電気的接続を確立した後にデー
タブロックの転送を行うことができる。

【００４３】ファイル読み出しの場合についても、本実
施例は図１のファイル書き込みの場合と同様に動作す
る。すなわち、ｉｄ＝０の磁気ディスク装置１７０−０
から順にデータブロックを読み出していく。ホストＣＰ
Ｕ１００は読み出し命令を磁気ディスク装置１７０−０
から１７０−１、１７０−２、．．．へと順に発行して
行く。命令を受け取った磁気ディスク装置はシークと回
転待ちを行なうことなく、直ちにディスク媒体からデー
タブロックを読み込める場合を除き、一旦Ｉ／Ｏバスイ
ンタフェース１５０との電気的接続を開放する。その
後、シークと回転待ちを行なってから、ディスク媒体の
所定位置からデータを読み込むシーケンスを開始する。
したがって、ホストＣＰＵ１００は磁気ディスク装置１
７０−０へ読み出し命令を発行した後、直ちに次の読み
出し対象となる磁気ディスク装置１７０−１に対して読
み出し命令を発行することが可能となる。

【００４４】この様に、磁気ディスク装置からのデータ
ブロックの読み出し終了を待たずに、次の磁気ディスク
装置に対してデータブロックの読み出し要求を発行する
機能を非同期読み出しと呼ぶ。

【００４５】以下、同様にしてホストＣＰＵ１００は次
々に１７０−２、１７０−３の磁気ディスク装置へ読み
出し命令を発行する。一方、各磁気ディスク装置１７０
−０〜１７０−３の内部では、ディスク媒体から内部キ
ャッシュへデータが読み出されるとホストＣＰＵ１００
に対してリコネクト要求を発行し、Ｉ／Ｏバスインタフ
ェース１５０との電気的接続を確立した後にホストＣＰ
Ｕ１００へのデータ転送を行う。これら、ディスク媒体
から内部キャッシュへのデータ読み出しは、それぞれの
磁気ディスク装置とも相互に独立に、かつ並列に動作す
ることが可能である。すなわち、ファイルの読み出しの
場合についても、本実施例では分割したファイルを異な
る複数の磁気ディスク装置から読み出すため、磁気ディ
スク装置の内部キャッシュの効果的な働きにより各磁気
ディスク装置の並列動作が可能となる。これにより高速
なファイル読み出しが可能となる。

【００４６】以上の説明にあるＩ／Ｏバス１６０を介し
てのディスコネクト・リコネクト機能は、例えばＳＣＳ
Ｉインタフェース(Small Computer System Interface、
ANSI×3.131-1986規格)にサポートされており、本実施
例のＩ／ＯバスもＳＣＳＩインタフェースの装置を用い
ることにより実現が可能である。

【００４７】図２にファイル読み出し(readと記す場合
もある)の場合のタイムチャートを示す。(１)に従来技
術である１台の磁気ディスク装置を用いる場合を、(２)
に本発明のバーチャルアレイディスクを４台の磁気ディ
スク装置で構成して用いる本実施例の場合をそれぞれ示
す。図中のＩ／Ｏバスの軸はＩ／Ｏバス１６０のタイム
チャートであり、ｉｄの軸は磁気ディスク装置のタイム
チャートである。Ｉ／Ｏバス軸上では、ホストＣＰＵ１
００と磁気ディスク装置１７０−０〜１７０−３との間
で行われる読み出しリクエスト、データ転送のタイミン
グを示す。各ｉｄ軸上では、ディスク媒体から内部キャ
ッシュへのデータ転送のタイミング、および内部キャッ
シュからＩ／Ｏバス１６０へのデータ転送のタイミング
を示す。

【００４８】まず、(１)の１台の磁気ディスク装置の場
合について動作を説明する。ホストＣＰＵ１００から磁
気ディスク装置へ読み出し命令が発行され起動が掛かる
と、磁気ディスク装置内部のコントローラでコマンド解
析が行われ、磁気ディスク装置のソフトウェアオーバヘ
ッドＴ１が生じる。その後、ディスク媒体からデータブ
ロックを読み出すためのヘッドの位置決めが行われ、
(シーク時間＋回転待ち時間)Ｔ２が生じる。この間、磁
気ディスク装置はディスコネクトされた状態となる。ヘ
ッドの位置決め終了後、磁気ディスク装置はリコネクト
され、ディスク媒体からデータブロックを内部キャッシ
ュへ読み出しながら、同時に内部キャッシュからＩ／Ｏ
バス１６０へ出力する。このためデータ転送時間Ｔ３が
生じる。

【００４９】一方、(２)の４台の磁気ディスク装置で構
成されるバーチャルアレイディスクの場合には、ホスト
ＣＰＵ１００からｉｄ＝０〜３の４台の磁気ディスク装
置へそれぞれ順に読み出し命令が発行され起動が掛か
る。

【００５０】まずｉｄ＝０の磁気ディスク装置１７０−
０に読み出し命令が発行されると、コマンド解析後磁気
ディスク装置１７０−０はシークと回転待ちに入り、同
時にディスコネクトされる。これによりホストＣＰＵ１
００は次のｉｄ＝１の磁気ディスク装置１７０−１に読
み出し命令を発行することができるようになる。ｉｄ＝
１の磁気ディスク装置１７０−１もｉｄ＝０の磁気ディ
スク装置と同様に、コマンド解析後シークと回転待ちに
入り同時にディスコネクトされる。このとき、ｉｄ＝０
の磁気ディスク装置１７０−０とｉｄ＝１の磁気ディス
ク装置１７０−１はそれぞれ独立に並列動作しているこ
とになる。さらにホストＣＰＵ１００は次のｉｄ＝２の
磁気ディスク装置１７０−２、ｉｄ＝３の磁気ディスク
装置１７０−３にも同様の手順で読み出し命令を次々に
発行する。これらの磁気ディスク装置も同様に、コマン
ド解析後シークと回転待ちに入り同時にディスコネクト
される。この時点で４台の磁気ディスク装置がそれぞれ
全く独立に並列動作することになる。

【００５１】ｉｄ＝３の磁気ディスク装置１７０−３が
ディスコネクトされた後、ｉｄ＝０の磁気ディスク装置
１７０−０がヘッドの位置決めを完了してデータの読み
出しが可能となっていれば、あるいはデータがディスク
媒体から読み出されて内部キャッシュに格納されていれ
ば、ホストＣＰＵ１００に対してリコネクト要求を発行
する。ホストＣＰＵ１００はリコネクト要求を受け付け
ると、ｉｄ＝０の磁気ディスク装置１７０−０からデー
タの読み込みを行う。この際、あらかじめデータが内部
キャッシュに格納されていれば、ディスク媒体からの読
み出し時間Ｔ３より短い時間Ｔ４(Ｔ３＞Ｔ４)で高速に
データを読み出すことができる。読み込みが終了する
と、ｉｄ＝０の磁気ディスク装置１７０−０に対して次
の読み出し命令を発行する。ｉｄ＝０の磁気ディスク装
置１７０−０は先程と同様に、コマンド解析後シークと
回転待ちに入り同時にディスコネクトされる。この時、
ｉｄ＝１の磁気ディスク装置１７０−１が読み出し可能
となっていれば、ｉｄ＝０の磁気ディスク装置１７０−
０の場合と同様にホストＣＰＵ１００は磁気ディスク装
置１７０−１からのリコネクト要求を受け付けて、デー
タを読み込む。読み込みが終了すると、ｉｄ＝１の磁気
ディスク装置１７０−１に対して次の読み出し命令を発
行する。そして、本磁気ディスク装置１７０−１もコマ
ンド解析後シークと回転待ちに入り同時にディスコネク
トされる。さらにホストＣＰＵ１００は次のｉｄ＝２の
磁気ディスク装置１７０−２、及びｉｄ＝３の磁気ディ
スク装置１７０−３に対しても同様の手順でリコネクト
要求を受け付け、データ読み込み、及び次の読み出し命
令の発行を行う。以後、このシーケンスが図２に示され
るように繰り返される。なお、本図では(シーク時間＋
回転待ち時間)Ｔ２を定数と仮定しているが、実際は各
読み出し命令発行の都度異なることが多いそのような場
合には、最も早くリコネクト要求を出してきた磁気ディ
スク装置から順にデータを読み込むということも可能で
ある。その際に、データを読み出す磁気ディスク装置を
選択する順序が前後することになるが、それ以外の上記
の手順は変わらない。図２では、ｉｄ＝０の磁気ディス
ク装置１７０−０のみがディスク媒体から直接データ転
送を行い、他のｉｄの磁気ディスク装置１７０−１〜１
７０−３は内部キャッシュからデータ転送を行うかたち
になっている。このためデータ転送時間に差が生じてい
る。これはすなわち、ホストＣＰＵ１００がデータを読
み込むまでに内部キャッシュへデータが読み込まれてい
る場合にはデータ転送時間は短くなり、読み込まれてい
ない場合にはディスク媒体からの読み出しとなりデータ
転送時間は短くはならないためである。

【００５２】図２からも明らかなように、本発明では常
に４台の磁気ディスク装置が並列に動作しており、単位
時間あたりのホストＣＰＵ１００のデータ読み込み量が
実効的に磁気ディスク装置の台数分倍増するという効果
が得られる。すなわち、本発明によればファイルの読み
出し速度がほぼ磁気ディスク装置の台数分高速化される
ことになる。

【００５３】図２で示したファイル読み出し(read)の、
より一般化した制御フロー(１)〜(８)を図３に示す。使
用する磁気ディスク装置ｎ台はあらかじめ指定されてお
り、これらにファイルが分割して格納されているものと
する。これらのファイル読み出しに必要な情報は、例え
ばアプリケーションプログラムから与えるものとする。
また、ファイルアクセスのシーケンス、および非同期読
み出しの制御はホストＣＰＵ１００が行う。

【００５４】以下、制御フローの各ステップについて説
明する。 (１)ｉｄ＝０〜(ｎ−１）の磁気ディスク装置に対して
読み出し要求(readリクエスト)を順次発行する。 (２)いずれかの磁気ディスク装置が読み出し可能状態と
なるまで待つ。

【００５５】(３)読み出し可能な磁気ディスク装置があ
れば次のステップ(４)へ進み、なければステップ(２)へ
戻る。 (４)読み出し可能な磁気ディスク装置のｉｄ番号をチェ
ックし、記憶する。

【００５６】(５)ステップ(４)でチェックしたｉｄ＝ｋ
の磁気ディスク装置から、データを読み出す。 (６)読み出し終了であればフローを終了し、読み出し終
了でなければ次のステップ(７)へ進む。 (７)ｉｄ＝ｋの磁気ディスク装置からさらにデータを読
み出すのであれば次のステップ(８)へ進み、もうデータ
を読み出さないのであればステップ(２)へ戻る。

【００５７】(８)ｉｄ＝ｋの磁気ディスク装置に対して
読み出し要求(readリクエスト)を発行し、ステップ(２)
へ戻る。以上の制御フローにより、バーチャルアレイディスクか
らの高速なファイル読み出しを行うことができる。

【００５８】図４にファイル書き込み(writeと記す場合
もある)の場合のタイムチャートを示す。(１)に従来技
術である１台の磁気ディスク装置を用いる場合を、(２)
に本発明のバーチャルアレイディスクを４台の磁気ディ
スク装置で構成して用いる場合をそれぞれ示す。図中の
Ｉ／Ｏバスの軸、ｉｄの軸の意味はそれぞれ図２と同様
である。

【００５９】まず、(１)の１台の磁気ディスク装置の場
合について動作を説明する。ホストＣＰＵ１００から磁
気ディスク装置へ書き込み命令が発行され起動が掛かる
と、磁気ディスク装置内部のコントローラでコマンド解
析が行われ、磁気ディスク装置のソフトウェアオーバヘ
ッドＴ１が生じる。この時に、ホストＣＰＵ１００は書
き込むデータを磁気ディスク装置へ転送し、データは直
ちに内部キャッシュへ格納される。この時データ転送時
間Ｔ４が生じる。これをもって、ホストＣＰＵ１００か
らのデータ書き込み処理は終了したものとみなされる。
その後、磁気ディスク装置ではディスク媒体へデータブ
ロックを書き込むためのヘッドの位置決めが行われ、
(シーク時間＋回転待ち時間)Ｔ２が生じる。この間、磁
気ディスク装置はビジー状態となる。ヘッドの位置決め
後、磁気ディスク装置はデータブロックを内部キャッシ
ュからディスク媒体へ書き込む。このためデータ転送時
間Ｔ３が生じる。

【００６０】一方、(２)の４台の磁気ディスク装置で構
成されるバーチャルアレイディスクの場合には、ホスト
ＣＰＵ１００からｉｄ＝０〜３の４台の磁気ディスク装
置１７０−０〜１７０−３へ、それぞれ順に書き込み命
令が発行されて起動が掛かる。

【００６１】まずｉｄ＝０の磁気ディスク装置１７０−
０に書き込み命令が発行され、引き続き書き込むデータ
が転送されて磁気ディスク装置の内部キャッシュへ格納
される。これにより、ホストＣＰＵ１００からのデータ
書き込み処理は終了したものとみなされる。磁気ディス
ク装置はコマンド解析後、シークと回転待ちに入る。ヘ
ッドの位置決めが完了すると、内部キャッシュのデータ
がディスク媒体に書き込まれる。一方、ホストＣＰＵ１
００は次のｉｄ＝１の磁気ディスク装置１７０−１に書
き込み命令を発行し、引き続き書き込むデータを転送す
ることができるようになる。ｉｄ＝１の磁気ディスク装
置１７０−１もｉｄ＝０の磁気ディスク装置１７０−０
と同様に、コマンド解析後シークと回転待ちに入り内部
キャッシュからディスク媒体へのデータ書き込みを行
う。このとき、ｉｄ＝０の磁気ディスク装置１７０−０
とｉｄ＝１の磁気ディスク装置１７０−１は各々独立に
並列動作していることになる。さらにホストＣＰＵ１０
０は次のｉｄ＝２の磁気ディスク装置１７０−２、ｉｄ
＝３の磁気ディスク装置１７０−３にも同様の手順で書
き込み命令の発行とこれに引き続くデータ転送を次々に
実行する。これらの磁気ディスク装置も同様に、コマン
ド解析後シークと回転待ちに入り、ヘッドの位置決めが
完了すると、内部キャッシュのデータをディスク媒体に
書き込む。この時点で４台の磁気ディスク装置１７０−
０〜１７０−３が、それぞれ独立に並列動作することに
なる。

【００６２】ｉｄ＝３の磁気ディスク装置１７０−３に
書き込み命令の発行と書き込みデータの転送を行った
後、ｉｄ＝０の磁気ディスク装置１７０−０のデータ書
き込みが完了していれば、次のデータの書き込みが可能
である。そこで、次の書き込み命令の発行とデータ転送
とを実行する。ｉｄ＝０の磁気ディスク装置１７０−０
は先程と同様にコマンド解析後シークと回転待ちに入
る。この時、ｉｄ＝１の磁気ディスク装置１７０−１の
データ書き込みが完了していれば、次のデータの書き込
みが可能である。そこでｉｄ＝０の磁気ディスク装置１
７０−０の場合と同様に、ホストＣＰＵ１００は磁気デ
ィスク装置へ次の書き込み命令の発行とデータ転送とを
実行する。そして、コマンド解析後シークと回転待ちに
入る。さらにホストＣＰＵ１００は次のｉｄ＝２の磁気
ディスク装置１７０−２、ｉｄ＝３の磁気ディスク装置
１７０−３にも前に発行したデータ書き込みの完了を確
認すると、同様の手順で次の書き込み命令の発行を行
う。以後、このシーケンスが図４に示されるように繰り
返される。なお、本図では(シーク時間＋回転待ち時間)
Ｔ２を定数と仮定しているが、実際は各書き込み命令の
発行の都度異なることが多い。そのような場合には、最
も早くビジー状態が解除されて書き込み可能な状態とな
った磁気ディスク装置から順にデータを書き込むという
ことも可能である。データを書き込む磁気ディスク装置
を選択する順序が前後することになるが、それ以外の上
記の手順は変わらない。

【００６３】図４からも明らかなように、本発明では常
に４台の磁気ディスク装置が並列に動作しており、単位
時間あたりのホストＣＰＵ１００のデータ書き込み量が
実効的にディスク台数分倍増するという効果が得られ
る。すなわち、本発明によればファイル書き込み速度が
磁気ディスク装置の台数分高速化されることになる。

【００６４】図４で示したファイル書き込み(write)
の、より一般化した制御フロー(１)〜(７)を図５に示
す。使用する磁気ディスク装置ｎ台はあらかじめ指定さ
れており、これらにファイルを分割して格納するものと
する。これらのファイル書き込みに必要な情報は、例え
ばアプリケーションプログラムから与えるものとする。
また、ファイルの複数磁気ディスク装置への分割、ファ
イルアクセスのシーケンス、および非同期書き込みの制
御はホストＣＰＵ１００が行う。

【００６５】以下、制御フローの各ステップについて説
明する。

【００６６】(１)ｉｄ＝０〜(ｎ−１）の磁気ディスク
装置に対して以下の処理を順次実行する。１．書き
込み要求(writeリクエスト)を発行する。２．書き込みデータを転送する。 (２)いずれかの磁気ディスク装置が書き込み可能状態と
なるまで待つ。 (３)書き込み可能な磁気ディスク装置があれば次のステ
ップ(４)へ進み、なければステップ(２)へ戻る。 (４)書き込み可能な磁気ディスク装置のｉｄ番号をチェ
ックし、記憶する。 (５)ｉｄ＝ｋの磁気ディスク装置にさらにデータを書き
込むのであれば、次のステップ(６)へ進み、もうデータ
を書き込まないのであればステップ(２)へ戻る。

【００６７】(６)ｉｄ＝ｋの磁気ディスク装置に対して
以下の処理を順次実行する。１．書き込み要求(writeリクエスト)を発行する。２．書き込みデータを転送する。 (７)書き込み終了であればフローを終了し、書き込み終
了でなければステップ(２)へ戻る。以上の制御フローにより、バーチャルアレイディスクへ
の高速なファイル書き込みを行うことができる。

【００６８】以上に説明したように本実施例ではファイ
ルを分割して異なる複数の磁気ディスク装置への書き込
み、および読み出しを行うことにより、各磁気ディスク
装置の並列動作が可能となり高速なファイルアクセスが
実現される。また、アレイディスク装置のように専用の
ハードウェアを必要とせず、例えばＳＣＳＩバスを用い
ることにより、７台までの磁気ディスク装置を１枚のア
ダプタボードで接続することが可能となる。このため、
非常に低コストで高速なファイルアクセス機能を実現す
ることができる。

【００６９】また、ＳＣＳＩインタフェースの仕様を拡
張すれば、７台以上の磁気ディスク装置を接続すること
も可能であることは明らかである。さらに、本実施例で
は固定長のデータブロックを各磁気ディスク装置に分散
格納する場合を例にして説明したが、可変長のデータブ
ロックでも同様の処理が可能である。

【００７０】図６に本発明の第２の実施例を示す。第２
の実施例は、ファイルが複数のサブファイルに分割され
て別々の磁気ディスク装置に格納されていることをアプ
リケーションプログラムから意識しなくとも、ファイル
にアクセスできるようにした実施例である。

【００７１】以下の各テーブルとプログラムとを用い
て、バーチャルアレイディスクとして使用する磁気ディ
スク装置の指定、ファイルの複数サブファイルへの分割
と磁気ディスク装置への対応付け、複数のサブファイル
を一まとまりのファイルに見せるアクセス制御、および
非同期読み出しと非同期書き込みの制御を行う。

【００７２】ディスク管理情報を格納するためのディス
ク管理テーブル２１０、ファイル管理情報を格納するた
めのファイル管理テーブル２２０、ファイル記述子対応
情報を格納するためのファイル記述子対応テーブル２３
０をメモリに保持する。アクセス制御プログラム２００
は、バーチャルアレイディスクを対象とするファイルの
書き込みと読み出しの際に、上記各テーブルを参照して
アクセス制御を行う。上記各テーブル、およびプログラ
ムは計算機システムのメモリに格納される。

【００７３】なお、上記の各テーブルはアプリケーショ
ンプログラムから与えることも、ＯＳの内部の管理テー
ブルとして管理することも、いずれの方法も可能であ
る。

【００７４】各テーブルの具体的な構成を以下に説明す
る。

【００７５】図７はディスク管理テーブル２１０の説明
図である。ディスク管理テーブルには、どの磁気ディス
ク装置のどのパーティション（分割領域）を用いてバー
チャルアレイディスクを構成するのかということに関す
る情報が格納される。

【００７６】各磁気ディスク装置には、ＳＣＳＩインタ
フェースで磁気ディスク装置の識別に用いるｉｄ番号
と、アプリケーションソフトウェアが磁気ディスク装置
の識別に用いる磁気ディスク装置名称が割り当てられ
る。また、通常磁気ディスク装置は複数のパーティショ
ンに分割して使用するので、各パーティションにはパー
ティション番号が付けられる。したがって、ｉｄ番号ま
たは磁気ディスク装置名称とパーティション番号との組
合せで、システム内の磁気ディスク装置を利用する際の
単位領域の指定を行うことができる。これを“論理ディ
スク装置”と呼ぶことにする。本図に示した例では、デ
ィスク装置名称ｈｄ６のディスク装置の各パーティショ
ンが論理ディスク装置として定義されており、例えば第
５パーティションは名称がｈｄ６５の論理ディスク装置
となる。この論理ディスク装置を複数組み合わせて、
“論理バーチャルアレイディスク装置”として使用す
る。

【００７７】ディスク管理テーブル２１０は磁気ディス
ク装置のｉｄ番号または名称とパーティション番号との
マトリクスであり、これらのどの組合せの論理ディスク
装置が論理バーチャルアレイディスク装置として定義さ
れているのかを示している。

【００７８】名称がｈｄ０からｈｄ３の４台の磁気ディ
スク装置をバーチャルアレイディスク装置ｖａ０として
定義することとし、その各第０パーティションを図１ま
たは図６に示すような論理バーチャルアレイディスク装
置ｖａ００として用いる場合には、ｖａ０００からｖａ
００３までを識別子として図７に示すように書き込む。
これにより磁気ディスク装置ｈｄ０からｈｄ３の第０パ
ーティションを論理バーチャルアレイディスク装置ｖａ
００として定義したことになる。

【００７９】ここで識別子ｖａＸＹＺ（ただし、Ｘ、
Ｙ、Ｚは一桁の数字）は、この論理ディスク装置がバー
チャルアレイディスク装置ｖａＸの構成要素であり、か
つバーチャルアレイディスク装置ｖａＸの第Ｙパーティ
ションからなる論理バーチャルアレイディスク装置ｖａ
ＸＹの構成要素であり、さらにその論理バーチャルアレ
イディスク装置ｖａＸＹの第Ｚ番目の構成要素となる論
理ディスク装置であるということを示している。

【００８０】なお、ディスク管理テーブル２１０の設定
は、本計算機システムのシステム構成を定義する時点で
システム管理者が行う。これは、ディスク管理テーブル
２１０の設定内容が、各論理ディスク装置の使用状態、
すなわち通常のファイル格納に使われているのか、サブ
ファイルの格納に使われているのかということと整合が
取れていなければならないからである。

【００８１】以上のディスク管理テーブル２１０の設定
により、後述するｍｏｕｎｔ処理を論理バーチャルアレ
イディスク装置ｖａ００に対して行うと、ｈｄ０〜ｈｄ
３の４台の磁気ディスク装置の第０パーティションを論
理バーチャルアレイディスク装置ｖａ００として利用す
ることが可能となる。

【００８２】図８はファイル管理テーブル２２０の説明
図である。ファイル管理テーブル２２０は各サブファイ
ルごとに割り付けられ、それぞれファイル属性領域と、
ディスクブロックインデックス領域に分けられる。各サ
ブファイルのファイル記述子がファイル管理テーブル２
２０−０〜２２０−ｎの先頭を指し示すことにより、フ
ァイル管理テーブル２２０はファイル記述子と関連付け
られている。

【００８３】ファイル属性領域は、ファイルタイプ、フ
ァイルサイズ、格納デバイス、およびストライピングブ
ロックを格納するエントリから構成される。ファイルタ
イプには、このテーブルが管理するファイルがバーチャ
ルアレイディスク装置に格納されるサブファイルである
のか、通常の磁気ディスク装置に格納されるファイルで
あるのかを示す識別子が格納される。ファイルサイズに
は、サブファイルの容量が格納される。格納デバイスに
は、サブファイルが格納される磁気ディスク装置の実体
である、論理ディスク装置の名称が格納される。ストラ
イピングブロックには、ファイルをこのサブファイルに
分割した際に単位としたデータブロックの個数が格納さ
れる。すなわち各サブファイルは、このデータブロック
の個数ごとにファイルを先頭から分割して作られる。

【００８４】ディスクブロックインデックス領域には、
データブロックのインデックス情報としてディスク上の
論理ブロック番号を格納する。本図では、ファイルを構
成する各データブロックが論理ブロック番号１００、２
００、３００、．．．９００に格納されていることにな
る。

【００８５】ファイル管理テーブル２２０はバーチャル
アレイディスクに格納するファイルが作られるときに、
アクセス制御プログラムによってサブファイルごとに作
られる。以後、このファイルが消去されるまでファイル
管理テーブルは存続し、ファイルを構成する各サブファ
イルをアクセスする際にアクセス制御プログラムがこれ
を参照する。バーチャルアレイディスクに格納されたフ
ァイルが消去されるときに各サブファイルが消去される
ことになり、この時同時にファイル管理テーブルも消去
される。

【００８６】図９はファイル記述子対応テーブル２３０
の説明図である。バーチャルアレイディスクに格納され
ている元ファイルのファイル記述子ｖｆｄと、分割後の
サブファイルのファイル記述子ｆｄとの対応を示してい
る。

【００８７】本図の例では、ｖｆｄ＝４である元ファイ
ルは、４個のサブファイルからなり、それぞれのファイ
ル記述子は、ｆｄ０＝５、ｆｄ１＝６、ｆｄ２＝７、ｆ
ｄ３＝８である。また、ｖｆｄ＝２０の元ファイルにつ
いても同様に、サブファイルのファイル記述子はｆｄ０
＝２１、ｆｄ１＝２２、ｆｄ２＝２３、ｆｄ３＝２４で
あることを示している。

【００８８】バーチャルアレイディスクに格納されてい
るファイルをアクセスする際には、まずファイルをｏｐ
ｅｎしなければならない。この時に、元ファイルのファ
イル記述子ｖｆｄがアクセス制御プログラムにより割り
当てられる。次にその実体であるサブファイルの名称が
元ファイルの名称から生成され、このサブファイル名称
を用いてサブファイルがｏｐｅｎされる。この時に各サ
ブファイルにファイル記述子ｆｄ０〜ｆｄ３が割り当て
られる。以後、アプリケーションプログラムからこのフ
ァイルをアクセスする場合にはファイル記述子ｖｆｄを
用いる。アクセス制御プログラムはファイル記述子対応
テーブル２３０を用い、これをサブファイルのファイル
記述子ｆｄ０〜ｆｄ３に変換して各サブファイルのアク
セスを行う。ファイル記述子対応テーブルのエントリ
は、ファイルをｃｌｏｓｅする際に解放されて内容は無
効となる。

【００８９】以上説明したディスク管理テーブル２１
０、ファイル管理テーブル２２０、およびファイル記述
子対応テーブル２３０を用いて、バーチャルアレイディ
スクを制御する際の概略の手順について説明する。

【００９０】図１０に制御の全体のフローを示す。各ス
テップは、ユーザからのコマンド、あるいはプログラム
からの関数コールによって起動される処理を示してい
る。各処理はメモリに格納されたアクセス制御プログラ
ムによって実行される。以下、本図の制御フローに従っ
てその内容を説明する。

【００９１】ｍｏｕｎｔ処理では、バーチャルアレイデ
ィスクをＯＳが管理するディレクトリの指定された場所
に割り付け、その指定ディレクトリ名称下のデバイスと
してソフトウェアから利用可能な状態とする。すなわ
ち、論理バーチャルアレイディスク装置を構成する論理
ディスク装置を、ディスク管理テーブル２１０を参照し
てディレクトリの指定された場所に割り付ける処理を行
なう。

【００９２】ｏｐｅｎ処理では、元ファイル及びサブフ
ァイルにファイル記述子を割り当て、ファイル記述子対
応テーブル２３０に対応関係が取れるように登録する。

【００９３】ｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ処理では、ｒｅａｄ
処理指定時にはバーチャルアレイディスクからのファイ
ル読み出しを行い、ｗｒｉｔｅ処理指定時にはバーチャ
ルアレイディスクへのファイル書き込みを行う。いずれ
の場合も、元ファイルのファイル記述子からファイル記
述子対応テーブル２３０によりサブファイルのファイル
記述子を得る。さらにファイル記述子によりファイル管
理テーブル２２０を得て、サブファイルの格納されてい
る論理ディスク装置にアクセスする。

【００９４】ｃｌｏｓｅ処理では、元ファイルとサブフ
ァイルのクローズ処理、すなわち元ファイルに割り当て
たファイル記述子と、サブファイルに割り当てたファイ
ル記述子の解放を行う。

【００９５】ｕｍｏｕｎｔ処理では、論理バーチャルア
レイディスク装置として指定ディレクトリに割り付けら
れた各論理ディスク装置を指定ディレクトリから除去す
る。このため、その指定ディレクトリ名称下のデバイス
としてソフトウェアから意識できなくなる。

【００９６】以下、各処理の詳細な制御フローを図１
１、図１２、図１３、図１４、図１５、図１６、および
図１７を用いて説明する。

【００９７】ｍｏｕｎｔ処理の制御フロー（１）〜
（３）を図１１を用いて説明する。なお、／ｄｅｖで始
まる装置名称は、ｍｏｕｎｔ処理やｕｍｏｕｎｔ処理で
用いられるフルパス名称である。

【００９８】（１）マウントする論理バーチャルアレイ
ディスク装置に対応する磁気ディスク装置の名称、パー
ティション番号、すなわち論理ディスク装置の名称をデ
ィスク管理テーブル２１０から得る。（２）論理バーチャルアレイディスク装置をマウントす
るディレクトリに、マウント用のディレクトリを作る。
例えば図１２に示すように論理バーチャルアレイディス
ク装置の名称が／ｄｅｖ／ｖａ００である場合には、名
称が“.ｖａ００”というディレクトリをまずマウント
ディレクトリ／ｄａｔａの下に作り、さらにその下に、
すなわち／ｄａｔａ／.ｖａ００の下に名称が“.ｖａ０
００”、“.ｖａ００１”、“.ｖａ００２”、およ
び“.ｖａ００３”というディレクトリを作る。（３）ディスク管理テーブル２１０を参照して、各ディ
レクトリ“.ｖａ０００"、“.ｖａ００１”、“.ｖａ０
０２”、および“.ｖａ００３”に対応する論理ディス
ク装置／ｄｅｖ／ｈｄ００〜／ｄｅｖ／ｈｄ０３をマウ
ントする。

【００９９】図１２には、ｍｏｕｎｔ処理の結果により
構成されるトリー構造が示されている。

【０１００】このようにｍｏｕｎｔ処理ではトリー構造
を持つディレクトリ下にバーチャルアレイディスクがマ
ウントされ、バーチャルアレイディスク内のファイルが
トリー構造のディレクトリによって管理される。この例
では、“／ｄａｔａ”ディレクトリに論理バーチャルア
レイディスク装置“／ｄｅｖ／ｖａ００”がマウントさ
れている。各磁気ディスク装置には同一構造のディレク
トリが構成され、その下に各サブファイルが格納される
ことになる。ここでは、各サブファイル名称とディレク
トリ名称に添字を付して区別してある。

【０１０１】ｏｐｅｎ処理の制御フロー（１）〜（５）
を図１３を用いて説明する。

【０１０２】（１）オープン対象として指定された元フ
ァイルの名称から、添字を付してサブファイルの名称を
生成する。例えば、図１２のディレクトリ構造におい
て、元ファイルとして／ｄａｔａ／ｆｉｌｅを指定する
と、これからサブファイルのファイル名称／ｄａｔａ／.ｖａ００／.ｖａ０００／ｆｉｌｅ０、／ｄａｔａ／.ｖａ００／.ｖａ００１／ｆｉｌｅ１、／ｄａｔａ／.ｖａ００／.ｖａ００２／ｆｉｌｅ２、／ｄａｔａ／.ｖａ００／.ｖａ００３／ｆｉｌｅ３、を生成する。（２）サブファイルのファイル名称を用いて個々のサブ
ファイルをオープンし、ファイル記述子ｆｄ０〜ｆｄ３
を割当てる。これにより、各サブファイルのファイル記
述子ｆｄ０〜ｆｄ３がファイル管理テーブル２２０に対
応付けられ、アプリケーションプログラムからのファイ
ル記述子を用いたアクセスが可能となる。

【０１０３】（３）元ファイルにファイル記述子ｖｆｄ
を割り当てる。（４）元ファイルのファイル記述子ｖｆｄとサブファイ
ルのファイル記述子ｆｄ０〜ｆｄ３とを対にして、ファ
イル記述子対応テーブル２３０に登録する。（５）元フ
ァイルのファイル記述子ｖｆｄを、本ｏｐｅｎ処理の結
果として、すなわちｏｐｅｎコールの戻り値としてアプ
リケーションプログラムへ返す。

【０１０４】次にｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ処理でのｒｅａ
ｄ処理実行の制御フロー（１）〜（５）について図１４
を用いて説明する。

【０１０５】（１）アプリケーションプログラムからは
元ファイルのファイル記述子ｖｆｄを引き数にしてアク
セス要求が発行される。引数であるファイル記述子ｖｆ
ｄをキーとしてファイル記述子対応テーブル２３０を検
索し、ｖｆｄに対応するサブファイルのファイル記述子
ｆｄ０〜ｆｄ３を得る。図９に示すように例えば元ファ
イルのファイル記述子ｖｆｄが４の場合、サブファイル
のファイル記述子ｆｄ０〜ｆｄ３として５、６、７、８
が得られる。（２）次に、サブファイルのファイル記述子ｆｄ０〜ｆ
ｄ３から、これらのサブファイルのファイル管理テーブ
ル２２０を得る。（３）サブファイルをアクセスする順番は、ディスク管
理テーブル２１０の記述子の添字の順に行う。この順に
サブファイルのファイル管理テーブル２２０を参照し、
読み込むデータブロックの論理ブロック番号を得る。図
７に示す例では、論理ディスク装置／ｄｅｖ／ｈｄ０
０、／ｄｅｖ／ｈｄ０１、／ｄｅｖ／ｈｄ０２、／ｄｅ
ｖ／ｈｄ０３の順にアクセスすることになる。ファイル
管理テーブル２２０に書かれたストライピングブロック
が指定するデータブロック数だけアクセスしたら、次の
サブファイルへアクセスする。すなわち、次のサブファ
イルのファイル管理テーブルを参照して、ストライピン
グブロックが指定するデータブロック数だけアクセスす
る。この手順にしたがって、読み込むデータブロックの
論理ブロック番号を順に得る。（４）磁気ディスク装置から読み込むデータブロックの
論理ブロック番号と、サブファイルのファイル管理テー
ブル２２０の格納デバイスエントリに書かれた論理ディ
スク装置とにしたがって、データブロックを読み込む。
実際にアクセスする磁気ディスク装置は、ディスク管理
テーブル２１０を参照して、該当論理ディスク装置をそ
の一部として含む磁気ディスク装置として得ることがで
きる。（５）最後に、読み込むべきデータブロックをすべて読
み込んだかどうか判定する。まだ読み込むべきデータブ
ロックがあれば、（３）に戻って繰り返す。

【０１０６】次にｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ処理でのｗｒｉ
ｔｅ処理実行の制御フロー（１）〜（７）について図１
５を用いて説明する。サブファイルのデータブロックを
アクセスする手順の概略は、ｒｅａｄ処理実行時と同様
である。

【０１０７】（１）アプリケーションプログラムからは
元ファイルのファイル記述子ｖｆｄを引き数にしてアク
セス要求が発行される。引数であるファイル記述子ｖｆ
ｄをキーとしてファイル記述子対応テーブル２３０を検
索し、ｖｆｄに対応するサブファイルのファイル記述子
ｆｄ０〜ｆｄ３を得る。図９に示すように例えば元ファ
イルのファイル記述子ｖｆｄが４の場合、サブファイル
のファイル記述子ｆｄ０〜ｆｄ３として５、６、７、８
が得られる。（２）次に、サブファイルのファイル記述子ｆｄ０〜ｆ
ｄ３から、これらのサブファイルのファイル管理テーブ
ル２２０を得る。（３）既存ファイルの内容を更新する場合には、データ
ブロックの内容を上書きすれば良い。しかし、ファイル
サイズを超えて追加書き込みを行う場合には、書き込む
ために新しい領域を割り当てる必要が生じる。したがっ
て、新しいディスクブロックの割当てが必要であるかど
うかを判定し、必要であれば（４）へ、不要であれば
（５）へ進む。（４）ディスクブロックを割り当てる際に、どのサブフ
ァイルが格納されている論理ディスク装置から割り当て
るのかを決める。ファイルの最終部分となっているサブ
ファイルの総データブロック数が、ファイル管理テーブ
ルのストライピングブロックエントリに書かれたデータ
ブロック数の整数倍である場合、次のサブファイルを格
納する論理ディスク装置からデータブロックの割り当て
を行う。そうでなければ、ファイル最終部分のサブファ
イルが格納されている論理ディスク装置から割り当てを
行う。データブロックを割り当てた後に、そのデータブ
ロックの論理ブロック番号を得る。次は（６）へ進む。（５）ｒｅａｄ処理の場合で述べたように元ファイルは
サブファイルに分割されており、これにより元ファイル
に合成するためのアクセスする順番は決定される。した
がって、その手順に従い書き込み箇所に該当するサブフ
ァイルのファイル管理テーブル２２０から、ファイルが
書き込まれるデータブロックの論理ブロック番号を得
る。（６）磁気ディスク装置へ書き込むデータブロックの論
理ブロック番号と、サブファイルのファイル管理テーブ
ル２２０の格納デバイスエントリに書かれた論理ディス
ク装置とにしたがって、データブロックを書き込む。実
際にアクセスする磁気ディスク装置は、ディスク管理テ
ーブル２１０を参照して、該当論理ディスク装置をその
一部として含む磁気ディスク装置として得ることができ
る。（７）最後に、書き込むべきデータブロックをすべて書
き込んだかどうか判定する。まだ書き込むべきデータブ
ロックがあれば、（３）に戻って繰り返す。

【０１０８】ｃｌｏｓｅ処理の制御フロー（１）〜
（３）を図１６を用いて説明する。

【０１０９】（１）アプリケーションプログラムからは
元ファイルのファイル記述子ｖｆｄを引き数にして処理
要求が発行される。ファイル記述子ｖｆｄをキーとして
ファイル記述子対応テーブル２３０を検索し、ｖｆｄに
対応するサブファイルのファイル記述子ｆｄ０〜ｆｄ３
を得る。（２）サブファイルに対応するファイル記述子ｆｄ０〜
ｆｄ３を解放する。（３）元ファイルに対応するファイル記述子ｖｆｄを解
放する。

【０１１０】最後に、ｕｍｏｕｎｔ処理の制御フロー
（１）〜（３）を図１７を用いて説明する。

【０１１１】（１）ディスク管理テーブル２１０を参照
して、アンマウントする論理バーチャルアレイディスク
装置を構成する論理ディスク装置に対応する、磁気ディ
スク装置の名称とパーティション番号を得る。（２）上記、論理ディスク装置をアンマウントする。す
なわち図１２の例では、ディレクトリ“.ｖａ００
０”、“.ｖａ００１”、“.ｖａ００２”、および“.
ｖａ００３”から／ｄｅｖ／ｈｄ００〜／ｄｅｖ／ｈｄ
３０を除去する。（３）バーチャルアレイディスクのマウント用に作った
ディレクトリを消去する。すなわち図１２の例で
は、“．ｖａ００”、“.ｖａ０００”、“.ｖａ００
１”、“.ｖａ００２”、および“.ｖａ００３”を消去
する。以上説明したように、ディスク管理テーブル２１０によ
りバーチャルアレイディスクを定義し、ファイル記述子
対応テーブル２３０により元ファイルとサブファイルと
の対応付けを行い、ファイル管理テーブル２２０を参照
してサブファイルへアクセスすることにより、ユーザは
複数のサブファイルにアクセスすることを全く意識せ
ず、あたかも単一のファイルにアクセスするのと全く同
じ形でバーチャルアレイディスクを利用することができ
るという効果が得られる。

【０１１２】次に図１８〜２１を用いてファイルのスト
ライピング処理について説明する。

【０１１３】図１に示した実施例では、データブロック
１個を単位としたファイルのサブファイルへの分割、す
なわちストライピングを行っている。この場合、データ
ブロックＡから順にＢ、Ｃ、Ｄを、磁気ディスク装置の
ｉｄ番号０番から順に１番、２番、３番へと格納する。
そして、次のデータブロックＥから順にＦ、Ｇ、Ｈを、
同様に磁気ディスク装置のｉｄ番号０番から順に１番、
２番、３番へと格納する。この場合のファイルの書き込
みの様子を図１８に、ファイルの読み出しの様子を図１
９に示す。

【０１１４】図１８はファイルを先頭から順に書き込む
場合を示している。Ｉ／Ｏバスインタフェース１５０を
介して、ホストＣＰＵ１００からデータブロックが順に
送られる。ディスコネクト・リコネクト機能により各磁
気ディスク装置がＩ／Ｏバスインタフェース１５０と順
に接続されて、データブロック０、１、２、３、
４．．．がｉｄ番号０番、１番、２番、３番、０
番．．．の磁気ディスク装置へと格納される。なお、格
納する磁気ディスク装置の順序は必ずしもｉｄ番号の順
である必要はなく、０番以外の磁気ディスク装置から開
始することも可能である。また、ｉｄ番号の順序を昇
順、または降順以外とすることも可能である。

【０１１５】図１９はファイルを先頭から順に読み出す
場合を示している。Ｉ／Ｏバスインタフェース１５０を
介して、ホストＣＰＵ１００へデータブロックが順に送
られる。図１８に示したようにデータブロックは格納さ
れており、ディスコネクト・リコネクト機能により各磁
気ディスク装置がＩ／Ｏバスインタフェース１５０と順
に接続されて、データブロック０、１、２、３、
４．．．がｉｄ番号０番、１番、２番、３番、０
番．．．の磁気ディスク装置から読み出される。なお、
格納する磁気ディスク装置の順序は必ずしもｉｄ番号の
順である必要はなく、０番以外の磁気ディスク装置から
開始することも可能である。また、ｉｄ番号の順序を昇
順、または降順以外とすることも可能である。

【０１１６】一方、複数個のデータブロックをストライ
ピングの単位とすることも可能である。一例として、デ
ータブロック４個を単位としてストライピングを行った
場合のファイルの書き込みの様子を図２０に、ファイル
の読み出しの様子を図２１に示す。

【０１１７】図２０はデータブロック４個を単位として
ファイルを先頭から順に書き込む場合を示している。Ｉ
／Ｏバスインタフェース１５０を介して、ホストＣＰＵ
１００からデータブロックが順に送られる。ディスコネ
クト・リコネクト機能により各磁気ディスク装置がＩ／
Ｏバスインタフェース１５０と順に接続されて、データ
ブロック０、１、２、３がｉｄ番号０番、データブロッ
ク４、５、６、７がｉｄ番号１番、データブロック８、
９、１０、１１がｉｄ番号２番、データブロック１２、
１３、１４、１５がｉｄ番号３番、データブロック１
６、１７、１８、１９がｉｄ番号０番．．．の磁気ディ
スク装置へとそれぞれ格納される。なお、格納する磁気
ディスク装置の順序は必ずしもｉｄ番号の順である必要
はなく、０番以外の磁気ディスク装置から開始すること
も可能である。また、ｉｄ番号の順序を昇順、または降
順以外とすることも可能である。

【０１１８】図２１はデータブロック４個を単位として
ファイルを先頭から順に読み出す場合を示している。Ｉ
／Ｏバスインタフェース１５０を介して、ホストＣＰＵ
１００へデータブロックが順に送られる。図２０に示し
たようにデータブロックは格納されており、ディスコネ
クト・リコネクト機能により各磁気ディスク装置がＩ／
Ｏバスインタフェース１５０と順に接続されて、データ
ブロック０、１、２、３がｉｄ番号０番、データブロッ
ク４、５、６、７がｉｄ番号１番、データブロック８、
９、１０、１１がｉｄ番号２番、データブロック１２、
１３、１４、１５がｉｄ番号３番、データブロック１
６、１７、１８、１９がｉｄ番号０番．．．の磁気ディ
スク装置からとそれぞれ読み出される。なお、格納する
磁気ディスク装置の順序は必ずしもｉｄ番号の順である
必要はなく、０番以外の磁気ディスク装置から開始する
ことも可能である。また、ｉｄ番号の順序を昇順、また
は降順以外とすることも可能である。

【０１１９】なお、ストライピングの単位とするデータ
ブロック数は、４個以外の任意の個数を取りうることは
言うまでもない。

【０１２０】図２２〜３３を用いて、論理バーチャルア
レイディスク装置として使用する論理ディスク装置の組
合せについて説明する。

【０１２１】本実施例では、ディスク管理テーブル２１
０で磁気ディスク装置のｉｄ番号または名称と、パーテ
ィション番号とを指定して使用する論理ディスク装置を
定義する。図７の説明で述べたように、複数の論理ディ
スク装置に一連の識別子ｖａＸＹ０、ｖａＸＹ
１、．．．を付けることで、論理バーチャルアレイディ
スク装置として利用する論理ディスク装置の組合せの定
義が可能である。識別子の添字の意味は、図７のディス
ク管理テーブルの説明で述べたとおりである。本実施例
ではサブファイルの物理的な配置の自由度が非常に高
く、以下のような構成が可能である。なお、例えば図７
のディスク装置名称ｈｄ４、ｈｄ５のディスク装置のよ
うに、論理バーチャルアレイディスク装置として定義し
ていない領域は、特に断わりがなくとも通常の論理ディ
スク装置として利用可能である。

【０１２２】図２２はｉｄ番号０、１、２、３の４台の
磁気ディスク装置のすべてのパーティションを論理バー
チャルアレイディスク装置として用いる場合である。

【０１２３】これに対応するディスク管理テーブル２１
０の設定例を図２３に示す。４台の磁気ディスク装置を
バーチャルアレイディスク装置ｖａ０として定義し、全
体をひとつの論理バーチャルアレイディスク装置ｖａ０
０として用いる場合に相当する。ｉｄ番号４、５、６の
３台の磁気ディスク装置は、通常の磁気ディスク装置と
して用いる。

【０１２４】図２４はｉｄ番号０、１、２、３の４台の
磁気ディスク装置の特定のパーティションを用いる場合
である。

【０１２５】これに対応するディスク管理テーブルの設
定例を図２５に示す。図２３と同様に定義したバーチャ
ルアレイディスク装置ｖａ０の第０パーティションを論
理バーチャルアレイディスク装置ｖａ００として用いる
場合である。ｉｄ番号４、５、６の３台の磁気ディスク
装置は、通常の磁気ディスク装置として用いる。

【０１２６】図２６はｉｄ番号０、１、２、３の４台の
磁気ディスク装置の各３つのパーティションを用いて、
論理バーチャルアレイディスク装置を３組定義した場合
である。

【０１２７】これに対応するディスク管理テーブル２１
０の設定例を図２７に示す。図２３と同様に定義したバ
ーチャルアレイディスク装置ｖａ０の第０、第１、第２
パーティションを、それぞれ論理バーチャルアレイディ
スク装置ｖａ００、ｖａ０１、ｖａ０２として用いる場
合である。ｉｄ番号４、５、６の３台の磁気ディスク装
置は、通常の磁気ディスク装置として用いる。

【０１２８】図２８はｉｄ番号０、１、２、３の４台の
磁気ディスク装置の特定のパーティション、およびｉｄ
番号４、５の２台の磁気ディスク装置の特定のパーティ
ションを用い、論理バーチャルアレイディスク装置を２
組定義した場合である。

【０１２９】これに対応するディスク管理テーブル２１
０の設定例を図２９に示す。ｉｄ番号０、１、２、３の
４台の磁気ディスク装置をバーチャルアレイディスク装
置ｖａ０、ｉｄ番号４、５の２台の磁気ディスク装置を
バーチャルアレイディスク装置ｖａ１としてそれぞれ定
義し、各々の第０パーティションをそれぞれ論理バーチ
ャルアレイディスク装置ｖａ００、ｖａ１０として用い
る場合である。ｉｄ番号６の磁気ディスク装置は、通常
の磁気ディスク装置として用いる。

【０１３０】図３０はｉｄ番号０、１、２、３の４台の
磁気ディスク装置の各３つのパーティション、およびｉ
ｄ番号４、５の２台の磁気ディスク装置の各３つのパー
ティションを用い、論理バーチャルアレイディスク装置
を６組定義した場合である。

【０１３１】これに対応するディスク管理テーブル２１
０の設定例を図３１に示す。図２９と同様に定義したバ
ーチャルアレイディスク装置ｖａ０、ｖａ１の第０、第
１、第２パーティションを、それぞれ論理バーチャルア
レイディスク装置ｖａ００、ｖａ０１、ｖａ０２、およ
びｖａ１０、ｖａ１１、ｖａ１２として用いる場合であ
る。ｉｄ番号６の磁気ディスク装置は通常の磁気ディス
ク装置として用いる。

【０１３２】図３２はｉｄ番号０、２の２台の磁気ディ
スク装置の各３つのパーティション、ｉｄ番号４、６の
２台の磁気ディスク装置の各２つのパーティション、お
よびｉｄ番号１、３の２台の磁気ディスク装置の各１つ
のパーティションを用い、論理バーチャルアレイディス
ク装置を３組定義した場合である。

【０１３３】これに対応するディスク管理テーブル２１
０の設定例を図３３に示す。ｉｄ番号０、２、４、６の
４台の磁気ディスク装置をバーチャルアレイディスク装
置ｖａ０、ｉｄ番号０、１、２、３の４台の磁気ディス
ク装置をバーチャルアレイディスク装置ｖａ１としてそ
れぞれ定義し、ｖａ０の第０、第２パーティションをそ
れぞれ論理バーチャルアレイディスク装置ｖａ００、ｖ
ａ０２として、ｖａ１の第１パーティションを論理バー
チャルアレイディスク装置ｖａ１１として用いる場合で
ある。ｉｄ番号０、２の２台の磁気ディスク装置はｖａ
０とｖａ１とに重複して定義されることになるが、利用
するパーティションが重ならないようにすれば問題は生
じない。なお、ｉｄ番号５の磁気ディスク装置は、通常
の磁気ディスク装置として用いる。以上の各構成例に
おいて、磁気ディスク装置の台数及びｉｄ番号は、上記
以外の組合せでも実現可能である。

【０１３４】図３４〜３９は本実施例においてミラーモ
ードを実現する例である。すなわち、論理バーチャルア
レイディスク装置としてプライマリ（正）とバックアッ
プ（副）を一組にして定義し、同一ファイルを両方に格
納するものである。これにより、プライマリに障害が発
生した場合には、バックアップを替わりに使用すること
により信頼性向上を図ることができる。

【０１３５】ファイル書き込みの場合には、プライマリ
とバックアップの両方に書き込む。まずプライマリとし
て定義した論理バーチャルアレイディスク装置に対し
て、非同期書き込みによりデータブロックを書き込む。
引き続き、バックアップとして定義した論理バーチャル
アレイディスク装置に対しても、やはり非同期書き込み
によりプライマリと同様のデータブロックを書き込む。
バックアップへの書き込み命令を発行した後、次のデー
タブロックの書き込み処理に移り、プライマリおよびバ
ックアップに対して上記と同様の手順によりデータブロ
ックを書き込む。なお、プライマリとバックアップへの
書き込み方に関しては、各論理バーチャルアレイディス
ク装置を構成する対応するディスク装置ごとに、すなわ
ちｈｄ０とｈｄ２、ｈｄ１とｈｄ３というように書き込
むことも、その逆にｈｄ０とｈｄ３、ｈｄ１とｈｄ２と
いうように書き込むことも可能である。これは、ディス
ク管理テーブルに設定された識別子ｖａＸＹＺのＺの値
をキーとして対応を取ることにより行う。具体的な例は
図３５の説明で述べる。

【０１３６】これにより、ユーザにはバックアップへの
書き込み時間をほとんど感じさせずに、ミラーモードを
実現することができる。

【０１３７】ファイル読み出しの場合には、プライマリ
のみから読み出しを行う。すなわち、ミラーモード指定
を行っていない論理バーチャルアレイディスク装置に格
納されたファイルを読み出すのと同様の方法で、プライ
マリからファイルの読み出しを行う。しかし、プライマ
リに障害が発生すると、バックアップに格納されたファ
イルを替わりに使用する。

【０１３８】これにより、磁気ディスク装置の信頼性を
向上することができる。また、通常の利用状態ではプラ
イマリのみからファイルを読み出すので、バックアップ
が存在することによるペナルティが発生することなく、
高速にファイルの読み出しが行える。

【０１３９】以下、図を用いて、ミラーモードでの論理
バーチャルアレイディスク装置として使用する論理ディ
スク装置の組合せについて説明する。ミラーモードでな
い論理バーチャルアレイディスク装置の定義の場合と同
様に、ディスク管理テーブル２１０により使用する論理
ディスク装置に一連の識別子を付けることで定義を行
う。さらに、プライマリであるのかバックアップである
のかということと、その組合せを拡張子により示す。例
えば、ｖａＸＹＺ＿ｐ０は識別子ｖａＸＹＺの論理ディ
スク装置がシステム中でミラーモードのプライマリ論理
バーチャルアレイディスク装置の構成要素として定義さ
れており、バックアップ論理バーチャルアレイディスク
装置の構成要素として定義されるｖａＸＹＺ＿ｂ０の論
理ディスク装置と対をなすということを示す。なお、論
理バーチャルアレイディスク装置として定義していない
領域は、特に断わりがなくとも通常の論理ディスク装置
として利用可能である。

【０１４０】図３４はｉｄ番号０、１の２台の磁気ディ
スク装置の各１つのパーティションを用いてプライマリ
とし、ｉｄ番号２、３の２台の磁気ディスク装置の各１
つのパーティションを用いてバックアップとして、ミラ
ーモードの論理バーチャルアレイディスク装置を１組定
義した場合である。

【０１４１】これに対応するディスク管理テーブル２１
０の設定例を図３５に示す。ｉｄ番号０、１の２台の磁
気ディスク装置をバーチャルアレイディスク装置ｖａ
０、ｉｄ番号２、３の２台の磁気ディスク装置をバーチ
ャルアレイディスク装置ｖａ１としてそれぞれ定義し、
各々の第０パーティションをそれぞれ論理バーチャルア
レイディスク装置ｖａ００＿ｐ０（プライマリ）、ｖａ
１０＿ｂ０（バックアップ）として用いる場合である。
本図の例では、プライマリを構成する論理ディスク装置
ｖａ０００−ｐ０、ｖａ００１−ｐ０に、バックアップ
を構成する論理ディスク装置ｖａ１００−ｂ０、ｖａ１
０１−ｂ０がそれぞれ対応する。ｉｄ番号４、５、６の
磁気ディスク装置は、通常の磁気ディスク装置として用
いる。

【０１４２】図３６はｉｄ番号０、１、２、３の４台の
磁気ディスク装置の各２つのパーティションを用いて、
第１パーティションをプライマリとし、第２パーティシ
ョンをバックアップとして、ミラーモードの論理バーチ
ャルアレイディスク装置を１組定義した場合である。

【０１４３】これに対応するディスク管理テーブル２１
０の設定例を図３７に示す。ｉｄ番号０、１、２、３の
４台の磁気ディスク装置をバーチャルアレイディスク装
置ｖａ１として定義し、第１、第２パーティションをそ
れぞれ論理バーチャルアレイディスク装置ｖａ１１＿ｐ
１（プライマリ）、ｖａ１２＿ｂ１（バックアップ）と
して用いる場合である。ｉｄ番号４、５、６の磁気ディ
スク装置は、通常の磁気ディスク装置として用いる。

【０１４４】図３８はｉｄ番号０、１、２、３の４台の
磁気ディスク装置のひとつのパーティションを用いてプ
ライマリとし、ｉｄ番号３、４、５、６の４台の磁気デ
ィスク装置のひとつのパーティションを用いてバックア
ップとして、ミラーモードの論理バーチャルアレイディ
スク装置を１組定義した場合である。

【０１４５】これに対応するディスク管理テーブル２１
０の設定例を図３９に示す。ｉｄ番号０、１、２、３の
４台の磁気ディスク装置をバーチャルアレイディスク装
置ｖａ２、ｉｄ番号３、４、５、６の４台の磁気ディス
ク装置をバーチャルアレイディスク装置ｖａ３としてそ
れぞれ定義し、各々の第３、第４パーティションをそれ
ぞれ論理バーチャルアレイディスク装置ｖａ２３＿ｐ２
（プライマリ）、ｖａ３４＿ｂ２（バックアップ）とし
て用いる場合である。

【０１４６】図４０は本発明の第３の実施例である。図
１に示した第１の実施例におけるｉｄ番号０、１、２、
３の磁気ディスク装置１７０−０〜１７０−３をアレイ
ディスク装置３００−０〜３００−３に置き換えたもの
である。アレイディスク装置は磁気ディスク装置に比べ
て装置単体でのファイル転送性能が高いので、本実施例
は第１の実施例に比べてより一層ファイルアクセス高速
化の効果が得られる。なお、動作や制御方式は図１の第
１の実施例と全く同様である。

【０１４７】これに対応する、アレイディスク装置３０
０−０〜３００−３を含むバーチャルアレイディスクの
ディスク管理テーブルの設定例を図４１に示す。ｉｄ番
号０、１、２、３の４台がアレイディスク装置となって
いる。ここでは４台のアレイディスク装置ａｄ０、ａｄ
１、ａｄ２、およびａｄ３でバーチャルアレイディスク
装置ｖａ０を構成している。

【０１４８】また本実施例においても、論理バーチャル
アレイディスク装置ｖａ０１＿ｐ０とｖａ０２＿ｂ０、
ｖａ２１＿ｐ１とｖａ２２＿ｂ１のようにミラーモード
に対応することも可能である。

【０１４９】これまでの実施例では７台の磁気ディスク
装置が接続された場合を例に取り説明したが、磁気ディ
スク装置の台数を２台、３台、４台．．．と順次増やし
て行くことも可能である。ここで、例えば４台の磁気デ
ィスク装置を５台に増やした場合、４台のディスクに格
納されていたファイルを５台の磁気ディスク装置に再配
置することが必要となる。

【０１５０】本発明によれば、磁気ディスク装置の増設
後に新たなパーティションへファイルをコピーすること
により、ファイルのストライピング数を自動的に増加さ
せて行くことも可能となる。すなわち、バーチャルアレ
イディスク装置に格納されたファイルを読み書きする場
合、ユーザはファイルの物理的な分割を意識することな
く処理を行うことができるため、コピー元からコピー先
へファイルをコピーするだけで、ユーザがこれを特に意
識することなく、ストライピング数の変換を行うことが
可能である。この場合について以下に説明する。

【０１５１】図４２にディスク管理テーブル２１０の設
定例を、図４３にディスク増設時のファイルコピーの制
御フローをそれぞれ示す。図４２において、磁気ディス
ク装置のｉｄ番号０、１、２、３の第０パーティション
により構成されている論理バーチャルアレイディスク装
置ｖａ００はコピー元であり、磁気ディスク装置のｉｄ
番号０、１、２、３、４の第１パーティションにより構
成されている論理バーチャルアレイディスク装置ｖａ１
１はコピー先である。

【０１５２】図４３に示す制御フローに従って、ｖａ０
０からｖａ１１へファイルを固定長のデータに分割して
コピーする。

【０１５３】（１）コピー先の論理バーチャルアレイデ
ィスク装置ｖａ１１をディスク管理テーブル２１０に定
義する。（２）コピー元の論理バーチャルアレイディスク装置ｖ
ａ００から、図１４のファイル読み出しの制御フローに
よりファイルを分割した固定長のデータを読み込み、こ
れをコピー先の論理バーチャルアレイディスク装置ｖａ
１１へ、図１５のファイル書き込みの制御フローにより
書き込む。（３）コピー終了か判定し、まだ残りがあれば（２）に
戻って繰り返す。コピー終了であれば（４）へ進む。（４）ディスク管理テーブル２１０上のコピー元の論理
バーチャルアレイディスク装置ｖａ００を無効化する。以上により、磁気ディスク装置の増設に伴うストライピ
ング数の変更が容易に可能となる。この際に、読み出し
および書き込みの単位とする固定長のデータとしては、
任意のブロック数を定義することができる。

【０１５４】図４４は複数のＩ／Ｏバスを有する本発明
の一実施例である。図１の第１の実施例の構成ではＩ／
Ｏバスは１本であったが、図４４では４本のＩ／Ｏバス
を有する構成となっている。したがって、Ｉ／Ｏバスイ
ンタフェース１５０、１５１、１５２、１５３とＩ／Ｏ
バス１６０、１６１、１６２、１６３、さらに各Ｉ／Ｏ
バスごとの７台の磁気ディスク装置１７０−０〜１７０
−６、１７１−０〜１７１−６、１７２−０〜１７２−
６、１７３−０〜１７３−６からなる４組のディスクサ
ブシステムを設けている。アクセス制御プログラムが複
数のＩ／Ｏバスへのスケジューリングを行う点を除け
ば、各ディスクサブシステムの制御方法は前述の各実施
例のものをそのまま適用することが可能である。例え
ば、各Ｉ／Ｏバスごとに第１の実施例のような多重アク
セス制御を行い、さらにＩ／Ｏバス間での１階層上での
多重アクセス制御を行うということが可能である。ま
た、各Ｉ／Ｏバスごとの多重アクセス制御を並列に行う
ことも可能である。

【０１５５】各Ｉ／Ｏバス１６０、１６１、１６２、１
６３と共通データバス１０１間でのデータ転送におい
て、共通データバスの速度がＩ／Ｏバスの速度の４倍よ
りも大きく、なおかつ上述のような制御方式を用いるこ
とによりデータ転送の相手が特定のＩ／Ｏバスに集中す
ることがないような場合には、本図の実施例は最大のデ
ータ転送速度を達成することができる。その場合、Ｉ／
Ｏバスが１本の第１の実施例に比較して本図の実施例で
は４倍のデータ転送速度となる。したがって、本実施例
によりバーチャルアレイディスクの高速性をさらに高め
ることが可能となる。なお、本図ではＩ／Ｏバスが４本
の場合について示したが、もちろん４本以外の構成を取
ることも可能である。

【０１５６】また、磁気ディスク装置を増設してシステ
ムを拡張する場合には、各Ｉ／Ｏバス内での磁気ディス
ク装置の増設と、Ｉ／Ｏバス単位での増設が可能であ
る。このため、１スタックごとに磁気ディスク装置の増
設を行わなければならないアレイディスク装置に比べ、
よりフレキシブルにシステムの拡張に対応することがで
きるという長所を有する。

【０１５７】この様に本実施例によれば、バーチャルア
レイディスク装置を用いたファイルアクセスの一層の高
速化と、柔軟なシステムの拡張性を同時に実現すること
ができるという効果がある。

【０１５８】図４０の第３の実施例に示したように、図
４４の実施例の磁気ディスク装置をアレイディスク装置
に置き換えた構成を取ることも可能である。この実施例
を図４５に示す。図４５では、第０番のＩ／Ｏバスの磁
気ディスク装置がアレイディスク装置３００−０〜３０
０−６となっている。これにより、より一層のファイル
アクセス高速化を図ることが可能となる。この際、原理
的にはアレイディスク装置は任意の磁気ディスク装置と
入れ替えることが可能であり、本図に示した以外の構成
も容易に実現することが可能である。

【０１５９】なお、上記図４４、および図４５に示した
複数のＩ／Ｏバスを有する実施例においても、１本のＩ
／Ｏバスを有する実施例の説明中で述べた本発明の種々
の機能を実現することが可能なことは明らかである。

【０１６０】

【発明の効果】本実施例によれば、ディスコネクト・リ
コネクト機能を備えたＩ／Ｏバスを有する計算機システ
ムにおいて、該Ｉ／Ｏバスに接続された複数のディスク
装置にファイルを分割格納してソフトウェアで多重・並
列アクセス制御することで、高価なハードウェアを用い
ることなく、アレイディスク装置に匹敵するほどの高速
なファイルアクセスを実現することができるという効果
がある。しかも、ユーザはあたかも１台のディスク装置
を使っているかのごとく、複数のディスクに分割された
ファイルをアクセスすることができるようになる。これ
により、従来よりも非常に低コストで高速ファイルアク
セス可能な計算機システムを実現することができるとい
う効果が得られる。

【０１６１】また、特殊なハードウェアを用いないの
で、ディスク装置の増設の際には１台づつ増設していく
ことができ、柔軟なシステム拡張が可能であるという効
果もある。

【図面の簡単な説明】

【図１】第１の実施例を示す図

【図２】第１の実施例におけるファイル読み出しのタイ
ムチャート

【図３】第１の実施例におけるファイル読み出しのフロ
ーチャート

【図４】第１の実施例におけるファイル書き込みのタイ
ムチャート

【図５】第１の実施例におけるファイル書き込みのフロ
ーチャート

【図６】第２の実施例を示す図

【図７】ディスク管理テーブルを示す図

【図８】ファイル管理テーブルを示す図

【図９】ファイル記述子対応テーブルを示す図

【図１０】ファイルアクセスの全体フローチャート

【図１１】ｍｏｕｎｔ処理の制御フローチャート

【図１２】ディレクトリ構造を示す図

【図１３】ｏｐｅｎ処理の制御フローチャート

【図１４】ｒｅａｄ処理の制御フローチャート

【図１５】ｗｒｉｔｅ処理の制御フローチャート

【図１６】ｃｌｏｓｅ処理の制御フローチャート

【図１７】ｕｍｏｕｎｔ処理の制御フローチャート

【図１８】データブロック１個を単位とするストライピ
ングを示す図

【図１９】データブロック１個を単位とするストライピ
ングを示す図

【図２０】データブロック４個を単位とするストライピ
ングを示す図

【図２１】データブロック４個を単位とするストライピ
ングを示す図

【図２２】バーチャルアレイディスクの使用領域を示す
図

【図２３】ディスク管理テーブルの設定例を示す図

【図２４】バーチャルアレイディスクの使用領域を示す
図

【図２５】ディスク管理テーブルの設定例を示す図

【図２６】バーチャルアレイディスクの使用領域を示す
図

【図２７】ディスク管理テーブルの設定例を示す図

【図２８】バーチャルアレイディスクの使用領域を示す
図

【図２９】ディスク管理テーブルの設定例を示す図

【図３０】バーチャルアレイディスクの使用領域を示す
図

【図３１】ディスク管理テーブルの設定例を示す図

【図３２】バーチャルアレイディスクの使用領域を示す
図

【図３３】ディスク管理テーブルの設定例を示す図

【図３４】ミラーモードの使用領域を示す図

【図３５】ミラーモードでのディスク管理テーブルの設
定例を示す図

【図３６】ミラーモードの使用領域を示す図

【図３７】ミラーモードでのディスク管理テーブルの設
定例を示す図

【図３８】ミラーモードの使用領域を示す図

【図３９】ミラーモードでのディスク管理テーブルの設
定例を示す図

【図４０】アレイディスクを含む構成の第３の実施例を
示す図

【図４１】アレイディスクを含むディスク管理テーブル
の設定例を示す図

【図４２】ディスク増設時のファイルコピーのディスク
管理テーブルの設定例を示す図

【図４３】ディスク増設時のファイルコピーの制御フロ
ーチャート

【図４４】複数のＩ／Ｏバスを有する実施例を示す図

【図４５】複数のＩ／Ｏバスを有しアレイディスクを含
む実施例を示す図

【図４６】アレイディスクの構成を示す図

【図４７】アレイディスクのタイムチャート

【図４８】本発明の原理図

【図４９】本発明におけるファイル読み出しのタイムチ
ャート

【符号の説明】

１０…ファイル、１０−０〜１０−９…ファイルを構成
するデータブロック、２０−０〜２０−３…磁気ディス
ク装置の内部キャッシュメモリ、１００…ＣＰＵ、１０
１…共通データバス、１１０…メモリ、１２０…ＣＲＴ
ディスプレイ、１３０…キーボード、１４０…ネットワ
ークインタフェース、１５０、１５１、１５２、１５３
…Ｉ／Ｏバスインタフェース、１６０、１６１、１６
２、１６３…Ｉ／Ｏバス、１７０−０〜１７０−６…磁
気ディスク装置、１７１−０〜１７１−６…磁気ディス
ク装置、１７２−０〜１７２−６…磁気ディスク装置、
１７３−０〜１７３−６…磁気ディスク装置、１８０−
０〜１８０−７…ディスコネクト／リコネクト手段、１
８１−７、１８２−７、１８３−７…ディスコネクト／
リコネクト手段、１９０…ワークステーション、１９１
…ＬＡＮ、２００…アクセス制御プログラム、２１０…
ディスク管理テーブル、２２０…ファイル管理テーブ
ル、２３０…ファイル記述子対応テーブル、３００、３
００−０〜３００−６…アレイディスク装置、３１０…
ＦＩＦＯ０、３１１…ＦＩＦＯ１、３１２…ＦＩＦＯ
２、３１３…ＦＩＦＯ３、３２０…内部バス、３３０…
バッファ、３４０…ＳＣＳＩバスインタフェース、４０
０…ホストＣＰＵ装置。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者加藤寛次東京都国分寺市東恋ケ窪１丁目280番地株式会社日立製作所中央研究所内 (72)発明者鈴木広義神奈川県横浜市戸塚区戸塚町5030番地株式会社日立製作所ソフトウェア開発本部内 (72)発明者牧敏行神奈川県秦野市堀山下１番地日立コンピュータエンジニアリング株式会社内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ＣＰＵ、主記憶装置、及び少なくとも１つ
のバスインタフェース装置を備え、該バスインタフェー
ス装置には入出力バスを介して複数の外部記憶装置が接
続され、前記主記憶装置からのファイル書き込みまたは
ファイル読み出しを前記複数の外部記憶装置個々に対し
て行なう高速ファイルアクセス制御方法において、前記主記憶装置からのファイル書き込みの際に、論理的
に一まとまりのファイルを複数のサブファイルに分割
し、前記複数の外部記憶装置に該サブファイルを格納す
るとともに、前記主記憶装置へのファイル読み出しの際に、該ファイ
ルを構成するサブファイルが格納された前記複数の外部
記憶装置からそれぞれ該サブファイルを読み出して、こ
れらを合成して論理的に一まとまりの前記ファイルを再
成することを特徴とする高速ファイルアクセス制御方
法。
【請求項２】ＣＰＵ、主記憶装置、及び少なくとも１つ
のバスインタフェース装置を備え、該バスインタフェー
ス装置には入出力バスを介して複数の外部記憶装置が接
続され、前記主記憶装置からのファイル書き込みまたは
ファイル読み出しを前記複数の外部記憶装置個々に対し
て行なうように構成された計算機システムにおいて、前記主記憶装置からのファイル書き込みの際に、論理的
に一まとまりのファイルを複数のサブファイルに分割
し、前記複数の外部記憶装置に該サブファイルを格納す
るとともに、前記主記憶装置へのファイル読み出しの際に、該ファイ
ルを構成するサブファイルが格納された前記複数の外部
記憶装置からそれぞれ該サブファイルを読み出して、こ
れらを合成して論理的に一まとまりの前記ファイルを再
成する外部記憶装置制御手段を有することを特徴とする
計算機システム。
【請求項３】ＣＰＵ、主記憶装置、及び少なくとも１つ
のバスインタフェース装置を備え、該バスインタフェー
ス装置にはディスコネクトおよびリコネクト機能を有す
る入出力バスを介して複数の外部記憶装置が接続され、
前記主記憶装置からのファイル書き込みまたはファイル
読み出しを前記複数の外部記憶装置個々に対して行なう
高速ファイルアクセス方法において、前記主記憶装置からのファイル書き込みの際に、論理的
に一まとまりのファイルを複数のサブファイルに分割
し、前記複数の外部記憶装置に該サブファイルを格納す
るとともに、この格納に際しては、サブファイルの格納
処理ごとに格納対象となる外部記憶装置と当該バスイン
タフェース装置を当該入出力バスを介してコネクトして
からサブファイルの書き込み処理を行い、書き込み処理
が終了次第ディスコネクトするという処理を繰り返すこ
とによって全サブファイルの格納処理を行い、前記主記憶装置へのファイル読み出しの際に、該ファイ
ルを構成するサブファイルが格納された前記複数の外部
記憶装置からそれぞれ該サブファイルを読み出して、こ
れらを合成して論理的に一まとまりの前記ファイルを再
成するとともに、この読み出しに際しては、サブファイ
ルの読み出し処理ごとに読み出し対象となる外部記憶装
置と当該バスインタフェース装置を当該入出力バスを介
してコネクトしてからサブファイルの読み出し処理を行
い、直ちに読み出しが行えない場合には一旦ディスコネ
クトし、他のサブファイルの読み出し処理を行い、読み
出し可能な状態となった時点でリコネクトを行い読み出
し処理を再開し、読み出し処理が終了次第ディスコネク
トするという処理を繰り返すことによって全サブファイ
ルの読み出し処理を行うことを特徴とする高速ファイル
アクセス制御方法。
【請求項４】請求項３に記載の高速ファイルアクセス制
御方法において、前記複数の外部記憶装置に分割格納されたファイルの読
み出しおよび書き込みが、アプリケーションソフトから
は単一の外部記憶装置に格納されたファイルと同様の手
続きにより実行されることを特徴とする高速ファイルア
クセス制御方法。
【請求項５】請求項４に記載の高速ファイルアクセス制
御方法において、前記複数の外部記憶装置にファイルを分割格納する書き
込みの際と、前記複数の外部記憶装置に分割格納された
サブファイルの読み出しの際に、サブファイルのアクセ
スごとにアクセス対象の外部記憶装置とバスインタフェ
ース装置をコネクトしてサブファイルの読み出し命令あ
るいは書き込み命令を発行し、発行終了次第直ちにディ
スコネクトするとともに、読み出しの場合には読み出し
可能な状態になった外部記憶装置からリコネクトを行
い、該当サブファイルを読み出すという処理を繰り返す
ことによって、アクセスの対象となる前記複数の外部記
憶装置を並列に動作させることを特徴とする高速ファイ
ルアクセス制御方法。
【請求項６】請求項５に記載の高速ファイルアクセス制
御方法において、前記外部記憶装置として、内部にキャッシュメモリを搭
載した磁気ディスク装置を用いるとともに、ファイル書き込みの際には、格納対象となる磁気ディス
ク装置と当該バスインタフェース装置をコネクトして、
主記憶装置から当該磁気ディスク装置の内部キャッシュ
メモリに該当するサブファイルを転送し、転送し終えた
段階で該内部キャッシュメモリからディスク媒体上への
サブファイルの書き込み終了を待たずに、当該磁気ディ
スク装置をバスインタフェース装置からディスコネクト
し、次の格納対象となる磁気ディスク装置をコネクト
し、直ちに該ディスク装置の内部キャッシュメモリへ次
の書き込み対象サブファイルを転送し、転送終了次第デ
ィスコネクトするという動作を繰返し、ファイル読み出しの際には、読み出し対象のサブファイ
ルを格納している磁気ディスク装置と当該バスインタフ
ェース装置をコネクトして、該磁気ディスク装置に対し
て該当するサブファイルの読み出し要求を発行し、該磁
気ディスク装置内のディスク媒体上のサブファイルが同
装置の内部キャッシュメモリへ転送されるのを待たず
に、該磁気ディスク装置をディスコネクトし、直ちに次
の磁気ディスク装置とコネクトして次のサブファイルの
読み出し要求を発行するという動作を繰り返す一方、内
部キャッシュメモリ上へサブファイルの転送が終了した
ことを伝えてきた磁気ディスク装置からリコネクトを行
い、該当キャッシュメモリ上のサブファイルを主記憶装
置へ読み出すという動作を行うことにより、ファイルの
高速な書き込みおよび読み出しを可能とする高速ファイ
ルアクセス制御方法。
【請求項７】請求項３に記載の高速ファイルアクセス制
御方法において、前記複数の外部記憶装置にファイルを分割格納する書き
込みの際と、複数の外部記憶装置に分割格納されたサブ
ファイルの読み出しの際に、サブファイルのアクセスご
とにアクセス対象の外部記憶装置とバスインタフェース
装置をコネクトしてサブファイルの読み出し命令あるい
は書き込み命令を発行し、発行終了次第直ちにディスコ
ネクトするとともに、読み出しの場合には読み出し可能
な状態になった外部記憶装置からリコネクトを行い、該
当サブファイルを読み出すという処理を繰り返すことに
よって、アクセスの対象となる前記複数の外部記憶装置
を並列に動作させることを特徴とする高速ファイルアク
セス制御方法。
【請求項８】請求項３に記載の高速ファイルアクセス制
御方法において、前記外部記憶装置として、磁気ディスク装置を用いたこ
とを特徴とする高速ファイルアクセス制御方法。
【請求項９】請求項３に記載の高速ファイルアクセス制
御方法において、前記入出力バスに接続された複数の外部記憶装置から任
意の複数の外部記憶装置を選択して外部記憶装置グルー
プを定義し、該グループを指定してファイルアクセスを
行えるようにしたことを特徴とする高速ファイルアクセ
ス制御方法。
【請求項１０】請求項９に記載の高速ファイルアクセス
制御方法において、前記複数の外部記憶装置グループを定義し、これらの中
から任意の複数の外部記憶装置グループを指定して各々
のグループに格納されているファイルの書き込みおよび
読み出しを行う際、サブファイルのアクセスごとにアク
セス対象の外部記憶装置とバスインタフェース装置をコ
ネクトしてサブファイルの読み出し命令あるいは書き込
み命令を発行し、発行終了次第直ちにディスコネクトす
るとともに、読み出しの場合には読み出し可能な状態に
なった外部記憶装置からリコネクトを行い、該当サブフ
ァイルを読み出すという処理を繰り返すことによって、
該外部記憶装置グループを構成する外部記憶装置を並列
に動作させることを特徴とする高速ファイルアクセス制
御方法。
【請求項１１】請求項９に記載の高速ファイルアクセス
制御方法において、前記入出力バスに接続された複数の外部記憶装置から任
意の複数の外部記憶装置を選択して外部記憶装置グルー
プを定義した際の構成情報を記述した外部記憶装置管理
情報に基づいて、指定された外部記憶装置グループから
これを構成するための外部記憶装置を求め、外部記憶装置グループに分割して格納される、または格
納されている元ファイルと、分割されたサブファイルと
の対応を記したファイル対応情報を参照して、指定され
たファイルを構成するサブファイルを求め、外部記憶装置に格納されたサブファイルの該外部記憶装
置上での格納位置を記述したファイル格納位置情報を参
照して、各外部記憶装置上のサブファイルの格納位置を
求め、これによって該外部記憶装置グループを構成する
複数の外部記憶装置をアクセスすることを特徴とする高
速ファイルアクセス制御方法。
【請求項１２】請求項１１に記載の高速ファイルアクセ
ス制御方法において、前記外部記憶装置グループを定義した際の構成情報を記
述した外部記憶装置管理情報、元ファイルとサブファイ
ルとの対応を記したファイル対応情報、サブファイルの
該外部記憶装置上での格納位置を記したファイル格納位
置情報、とを主記憶装置上で管理することを特徴とする
高速ファイルアクセス制御方法。
【請求項１３】請求項９に記載の高速ファイルアクセス
制御方法において、前記入出力バスに接続された複数の外部記憶装置から任
意の複数の外部記憶装置グループを指定し、これらの中
から同様な構成の２組を選択して正副２式の外部記憶装
置グループを定義し、ファイル書き込みの場合には、該グループの正に対して
まず書き込みを行い、次に該グループの副に対して書き
込みを行い、ファイル読み出しの場合には、該グループの正から読み
出し、正に障害が発生した場合には副から読み出しを行
うことによって、信頼性を高めたことを特徴とする高速
ファイルアクセス制御方法。
【請求項１４】ＣＰＵ、主記憶装置、及び少なくとも１
つのバスインタフェース装置を備え、該バスインタフェ
ース装置にはディスコネクトおよびリコネクト機能を有
する入出力バスを介して複数の外部記憶装置が接続さ
れ、前記主記憶装置からのファイル書き込みまたはファ
イル読み出しを前記複数の外部記憶装置個々に対して行
なうように構成された計算機システムにおいて、前記主記憶装置からのファイル書き込みの際に、論理的
に一まとまりのファイルを複数のサブファイルに分割
し、前記複数の外部記憶装置に該サブファイルを格納す
るとともに、この格納に際しては、サブファイルの格納
処理ごとに格納対象となる外部記憶装置と当該バスイン
タフェース装置を当該入出力バスを介してコネクトして
からサブファイルの書き込み処理を行い、書き込み処理
が終了次第ディスコネクトするという処理を繰り返すこ
とによって全サブファイルの格納処理を行い、前記主記憶装置へのファイル読み出しの際に、該ファイ
ルを構成するサブファイルが格納された前記複数の外部
記憶装置からそれぞれ該サブファイルを読み出して、こ
れらを合成して論理的に一まとまりの前記ファイルを再
成するとともに、この読み出しに際しては、サブファイ
ルの読み出し処理ごとに読み出し対象となる外部記憶装
置と当該バスインタフェース装置を当該入出力バスを介
してコネクトしてからサブファイルの読み出し処理を行
い、直ちに読み出しが行えない場合には一旦ディスコネ
クトし、他のサブファイルの読み出し処理を行い、読み
出し可能な状態となった時点でリコネクトを行い読み出
し処理を再開し、読み出し処理が終了次第ディスコネク
トするという処理を繰り返すことによって全サブファイ
ルの読み出し処理を行う外部記憶装置制御手段を有する
ことを特徴とする計算機システム。
【請求項１５】請求項１４に記載の計算機システムにお
いて、前記複数の外部記憶装置に分割格納されたファイルの読
み出しおよび書き込みが、アプリケーションソフトから
は単一の外部記憶装置に格納されたファイルと同様の手
続きにより実行されるファイル管理制御手段を有するこ
とを特徴とする計算機システム。
【請求項１６】請求項１５に記載の計算機システムにお
いて、前記複数の外部記憶装置にファイルを分割格納する書き
込みの際と、複数の外部記憶装置に分割格納されたサブ
ファイルの読み出しの際に、サブファイルのアクセスご
とにアクセス対象の外部記憶装置とバスインタフェース
装置をコネクトしてサブファイルの読み出し命令あるい
は書き込み命令を発行し、発行終了次第直ちにディスコ
ネクトするとともに、読み出しの場合には読み出し可能
な状態になった外部記憶装置からリコネクトを行い、該
当サブファイルを読み出すという処理を繰り返すことに
よって、アクセスの対象となる前記複数の外部記憶装置
を並列に動作させる外部記憶装置制御手段を有すること
を特徴とする計算機システム。
【請求項１７】請求項１６に記載の計算機システムにお
いて、前記外部記憶装置として、内部にキャッシュメモリを搭
載した磁気ディスク装置を用いるとともに、ファイル書き込みの際には、格納対象となる磁気ディス
ク装置と当該バスインタフェース装置をコネクトして、
主記憶装置から当該磁気ディスク装置の内部キャッシュ
メモリに該当するサブファイルを転送し、転送し終えた
段階で該内部キャッシュメモリからディスク媒体上への
サブファイルの書き込み終了を待たずに、当該磁気ディ
スク装置をバスインタフェース装置からディスコネクト
し、次の格納対象となる磁気ディスク装置をコネクト
し、直ちに該ディスク装置の内部キャッシュメモリへ次
の書き込み対象サブファイルを転送し、転送終了次第デ
ィスコネクトするという動作を繰返し、ファイル読み出しの際には、読み出し対象のサブファイ
ルを格納している磁気ディスク装置と当該バスインタフ
ェース装置をコネクトして、該磁気ディスク装置に対し
て該当するサブファイルの読み出し要求を発行し、該磁
気ディスク装置内のディスク媒体上のサブファイルが同
装置の内部キャッシュメモリへ転送されるのを待たず
に、該磁気ディスク装置をディスコネクトし、直ちに次
の磁気ディスク装置とコネクトして次のサブファイルの
読み出し要求を発行するという動作を繰り返す一方、内
部キャッシュメモリ上へサブファイルの転送が終了した
ことを伝えてきた磁気ディスク装置からリコネクトを行
い、該当キャッシュメモリ上のサブファイルを主記憶装
置へ読み出すという動作を行うことにより、ファイルの
高速な書き込みおよび読み出しを可能とする磁気ディス
ク装置制御手段を有することを特徴とする計算機システ
ム。
【請求項１８】請求項１４に記載の計算機システムにお
いて、複数の外部記憶装置にファイルを分割格納する書き込み
の際と、複数の外部記憶装置に分割格納されたサブファ
イルの読み出しの際に、サブファイルのアクセスごとに
アクセス対象の外部記憶装置とバスインタフェース装置
をコネクトしてサブファイルの読み出し命令あるいは書
き込み命令を発行し、発行終了次第直ちにディスコネク
トするとともに、読み出しの場合には読み出し可能な状
態になった外部記憶装置からリコネクトを行い、該当サ
ブファイルを読み出すという処理を繰り返すことによっ
て、アクセスの対象となる前記複数の外部記憶装置を並
列に動作させる外部記憶装置制御手段を有することを特
徴とする計算機システム。
【請求項１９】請求項１４に記載の計算機システムにお
いて、前記外部記憶装置として、磁気ディスク装置を用いたこ
とを特徴とする計算機システム。
【請求項２０】請求項１４に記載の計算機システムにお
いて、前記入出力バスに接続された複数の外部記憶装置から任
意の複数の外部記憶装置を選択して外部記憶装置グルー
プを定義し、該グループを指定してファイルアクセスを
行えるようにしたファイル管理制御手段を有することを
特徴とする計算機システム。
【請求項２１】請求項２０に記載の計算機システムにお
いて、前記複数の外部記憶装置グループを定義し、これらの中
から任意の複数の外部記憶装置グループを指定して各々
のグループに格納されているファイルの書き込みおよび
読み出しを行う際、サブファイルのアクセスごとにアク
セス対象の外部記憶装置とバスインタフェース装置をコ
ネクトしてサブファイルの読み出し命令あるいは書き込
み命令を発行し、発行終了次第直ちにディスコネクトす
るとともに、読み出しの場合には読み出し可能な状態に
なった外部記憶装置からリコネクトを行い、該当サブフ
ァイルを読み出すという処理を繰り返すことによって、
該外部記憶装置グループを構成する外部記憶装置を並列
に動作させる外部記憶装置制御手段を有することを特徴
とする計算機システム。
【請求項２２】請求項２０に記載の計算機システムにお
いて、前記入出力バスに接続された複数の外部記憶装置から任
意の複数の外部記憶装置を選択して外部記憶装置グルー
プを定義した際の構成情報を記憶するとともに、指定さ
れた外部記憶装置グループからこれを構成する外部記憶
装置を求めるための外部記憶装置管理手段と、指定されたアクセス対象の元ファイルのファイル記述子
と、これを構成するサブファイルのファイル記述子を対
応付けて管理するとともに、指定された元ファイルのフ
ァイル記述子からこれを構成するサブファイルのファイ
ル記述子を求めるファイル記述子管理手段と、元ファイルを構成するサブファイルの、外部記憶装置グ
ループ内の各外部記憶装置上での格納位置情報を記憶す
るとともに、指定されたサブファイルのファイル記述子
から該サブファイルが格納される、あるいは格納されて
いる当該外部記憶装置上の位置情報を求めるファイル管
理手段を有し、上記外部記憶装置管理手段により指定された元ファイル
をサブファイルに分割して格納する外部記憶装置を求
め、次に上記ファイル記述子管理手段により元ファイル
を構成するサブファイルのファイル記述子を求め、さら
に上記ファイル管理手段によりサブファイルを格納す
る、あるいは格納されている外部記憶装置上の位置情報
を求め、これによって該外部記憶装置グループの外部記
憶装置をアクセスするアクセス制御手段を有することを
特徴とする計算機システム。
【請求項２３】請求項２０に記載の計算機システムにお
いて、前記入出力バスに接続された複数の外部記憶装置から任
意の複数の外部記憶装置グループを指定し、これらの中
から同様な構成の２組を選択して正副２式の外部記憶装
置グループを定義し、ファイル書き込みの場合には、該グループの正に対して
まず書き込みを行い、次に該グループの副に対して書き
込みを行い、ファイル読み出しの場合には、該グループの正から読み
出し、正に障害が発生した場合には副から読み出しを行
うことによって、信頼性を高めたファイル管理制御手段
を有することを特徴とする計算機システム。