JPH06230902A

JPH06230902A - サーバシステム

Info

Publication number: JPH06230902A
Application number: JP5018415A
Authority: JP
Inventors: Shuji Ono; 修司大野; Takashi Oeda; 高大枝; Kiyoshi Honda; 聖志本田; Hitoshi Akiyama; 仁秋山
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1993-02-05
Filing date: 1993-02-05
Publication date: 1994-08-19

Abstract

(57)【要約】【目的】ＲＡＩＤ（ＲｅｄｕｎｄａｎｔＡｒｒａｙ
ｏｆＩｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅＤｉｓｋｓ）のライトペ
ナルティを解消する。【構成】ＲＡＩＤ４，５が接続された同一ＳＣＳＩバス
１４上に複数台の書込み専用ディスク１２を設け、ライ
トデータを該書込み専用ディスク（ＷＢＤ）１２へ一時
書出す。【効果】誤操作によるファイルの書込み／削除に対し、
ＲＡＩＤ上のデータを用いて復旧することができる。が
可能となる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はＲＡＩＤ(Redundant Arr
ay of Inexpensive Disks)を利用したコンピュータによ
るサーバシステムに係り、ディスクアクセス処理、特
に、データ書込み処理の高速化、及びバックアップ処理
に関する。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータを構成する要素の内、駆動
機構を有するハードディスクは他の電子部品に比べ故障
率が高く、また、データを格納する手段として用いられ
るため、その故障が与える影響は大きいものであり、そ
の信頼性の向上が要望されていた。

【０００３】そのような要求に応えるものとして、従
来、特開平２−２３６７１４号公報に記載されているよ
うに、複数台のディスクをアレイ状に構成し、データ書
込み時には、書込みデータに加えて冗長なデータを書込
みデータを格納したディスクとは異なるディスクへ書込
むことを行うＲＡＩＤを用い、アレイ構成内の任意のデ
ィスク故障に対しても他のディスクのデータと前記冗長
データから該障害ディスク上のデータを修復可能とする
ことによって、ハードディスクのデータ保全性の向上を
図っていた。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】しかし、ＲＡＩＤは、
データ保全性が向上する半面、上記冗長データ書込みの
ため書込み処理時の負荷が増大し、その性能が低下して
しまうという問題点があることが指摘されていた。その
ため、システムのＩ／Ｏ特性としてディスクへの書込み
が少ない（読込み処理が多くの割合を占める）システム
においてしか、実用上、向かないものあった。

【０００５】本発明の目的は、上記書込み処理時の性能
低下（ライトペナルティ）を防ぐことにより高速アクセ
ス可能とすることにある。

【０００６】本発明の他の目的は、前記目的を達成する
上で、ＲＡＩＤの特性であるデータ保全性と保守操作で
あるバックアップ処理に対して配慮することにある。

【０００７】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、ＲＡＩＤと複数台のディスク装置（物理ディスク）
からなるデータ書込み専用ディスク(以下、WBD:Write B
uffer Diskという)を同一ＳＣＳＩバスを介してコンピ
ュータに接続を行い、前記ＲＡＩＤとＷＢＤが接続する
コンピュータ上に、複数台の物理ディスクを１台の論理
ディスクとして管理する手段と、ＷＢＤ論理ディスク上
の空き領域の獲得／解放を管理する手段と、書込み処理
時にＷＢＤへのデータ書込み、及びＷＢＤ上へ書込んだ
データの登録／管理を行う手段と、ＷＢＤ上の書込みデ
ータをＲＡＩＤへ追出す手段とを設ける。

【０００８】また、上記他の目的を達成するため、ＲＡ
ＩＤ上のデータをバックアップした後、続いてＷＢＤ上
のデータのバックアップを行い、前記２種類のバックア
ップデータを１角バックアップデータとしてバックアッ
プ装置に記録するバックアップ手段と、前記２種類のバ
ックアップデータをＲＡＩＤ上に復旧するリストア手段
とを設ける。

【０００９】

【作用】アプリケーション等からの書込み要求を受ける
と、データ書込み登録／管理手段は、ＷＢＤ空き領域獲
得手段によってＷＢＤ上の空き領域を獲得して、獲得空
き領域へ該書込み要求データを格納し、その旨を管理デ
ータに登録する。その後、同一データへの読込み要求を
受けた場合、該管理データの登録内容に従って、ＷＢＤ
から該当データを読み込む。このように、書込み要求
は、アプリケーション等が意識することなくＷＢＤに対
して高速に書込まれる。また、ＷＢＤデータ追出し手段
は、コンピュータの停止時のシャットダウン処理中など
に、前記データ書込み登録／管理手段にて登録された管
理データを元にＷＢＤ上の書込みデータをＲＡＩＤへと
書出す。

【００１０】また、バックアップ手段は、１つのバック
アップデータにＲＡＩＤ用領域とＷＢＤ用領域とを設け
て記録を行う。そして、リストア手段は、まず、バック
アップデータのＲＡＩＤ用領域のデータをＲＡＩＤ上に
復旧を行った後、ＷＢＤ用領域のデータを復旧する。そ
して、このリストアによってＷＢＤ上に格納されていた
最新の書込みデータがＲＡＩＤ上に書込まれるので、上
記データ書込み登録／管理手段にて登録された管理デー
タを初期化する。

【００１１】

【実施例】以下、本発明に係る高性能サーバシステムの
一実施例について説明する。

【００１２】図１に、本実施例に係るクライアント−サ
ーバシステムの全体構成を示す。

【００１３】図中、１０はネットワーク（ＬＡＮ）１６
に接続している複数のクライアント用ワークステーショ
ン（ＷＳ）１５に対してサービスを提供するサーバ用Ｗ
Ｓ、１１はディスク故障時のデータ復旧用冗長データを
持ったディスクアレイ（ＲＡＩＤ）、１２はＲＡＩＤへ
の書込みデータを一時格納しておくデータ書込みよ専用
ディスク（ＷＢＤ）、１３はディスク上のデータをバッ
クアップするバックアップ装置である。ここで、ＲＡＩ
Ｄ１１、ＷＢＤ１２、及びバックアップ装置１３は汎用
外部装置接続インタフェースであるＳＣＳＩ１４によっ
てサーバ用ＷＳ１０に接続されている。

【００１４】また、図２に、ＵｎｉｘをＯＳとする上記
サーバ用ＷＳ上のソフトウエア構成を示す。図中、２０
は該ＯＳ上で動作するアプリケーション（ＡＰ）、２１
は後で述べる各種管理データを記録しておく管理テーブ
ル群２２を有しアプリケーションからの書込み要求時に
ＷＢＤへのデータ書込みを管理するＷＢＤアクセス管理
部、２３はＵｎｉｘファイルシステム、２４は該ファイ
ルシステム２３にマウントされたＲＡＩＤ用に組込まれ
たＲＡＩＤ用デバイスドライバ、２５はＷＢＤアクセス
管理部２１がＷＢＤ１２の各ディスクへアクセスするた
めにＷＢＤ１２の各ディスク毎に組込まれたＷＢＤ用デ
バイスドライバである。ここで、ＲＡＩＤ上のファイル
はファイルシステムによって管理し、ＷＢＤ上のファイ
ルはＷＢＤ用デバイスドライバ２５をローデバイスとし
てアクセスしてＷＢＤ１２の各ディスクへのデータ書込
みを直接制御することによって、ＷＢＤアクセス管理部
２１が直接管理している。また、ＷＢＤアクセス管理部
２１は、ＡＰ２０に対してＵｉｎｘファイルシステム２
３と同じインタフェースを提供するようにする。

【００１５】次に、上記ＷＢＤアクセス管理部にて用い
られる各管理テーブル、及びＷＢＤの論理構成を図３、
図４、及び図５に示す。

【００１６】図３は、ＷＢＤファイル管理テーブルの構
成を示した図である。図中、３０はＷＢＤ内に格納され
ている全てのファイルを管理するための情報を記録して
おくＷＢＤファイル管理テーブル、３１は該ＷＢＤファ
イル管理テーブル３０内のＷＢＤ上任意ファイルに関す
る記録情報であるＷＢＤファイル管理情報、３２は該任
意ファイルのファイル名とファイル長を記録しておくフ
ァイル情報エリア、３３はＷＢＤ論理ディスク上の論理
シリンダ／ブロック番号を記録しておくＷＢＤロケーシ
ョン情報エリア、３４はＷＢＤ上への書込み日時を示す
ＷＢＤ更新情報である。このように、該管理テーブルに
よって、ＷＢＤ上に書込まれた全てのファイルは管理さ
れる。

【００１７】図４は、ＷＢＤ空きブロック管理テーブル
の構成を示した図である。図中、４０は各論理シリンダ
毎にＷＢＤ論理ディスクの空きブロックを管理するＷＢ
Ｄ空きブロック管理テーブル、４１は該論理シリンダの
空きブロックリスト４７の先頭を示す先頭ポインタ４２
と最後尾を示す最後尾ポインタ４３を記録しておく論理
シリンダ空きブロックリスト管理情報、４４は該空きブ
ロックリスト４７にチェーンされ現在の空きブロックを
示す論理ブロック番号４５と次にチェーンされている同
情報を示すネクストポインタ４６からなる空きブロック
情報である。ここで、空きブロックリスト４７は空きブ
ロック情報４４の論理ブロック番号が連続するならば、
昇順にチェーンされるよう管理して、空きブロック獲得
時の検索負荷を軽減するようにしている。また、同リス
トの最後尾にチェーンされる空きブロック情報４４のネ
クストポインタ４６はＮＵＬＬとする。

【００１８】図５は、複数台の物理ディスクを１台のＷ
ＢＤ論理ディスクとして扱うための論理シリンダ／ブロ
ックの構成を示した図である。図中、５０はＷＢＤの各
物理ディスクに対する論理ディスクの論理シリンダマッ
ピングを示した論理シリンダマッピング構成、５１は各
物理ディスク内での論理ブロックマッピングを示した論
理ブロックマッピング構成である。ここで、本構成では
物理ディスクの各シリンダと論理ディスクの論理シリン
ダとは一対一に対応し、論理シリンダ数はＷＢＤの各物
理ディスクのシリンダ数の和になる。また、本図の論理
ブロックマッピング構成５１にハッチングで示している
ように、各シリンダにて余った論理ブロックサイズ以下
の領域は未使用領域として論理ディスクでは使用しな
い。

【００１９】次に、上記各管理テーブルを用いてＷＢＤ
論理ディスクに対し上記ＷＢＤアクセス管理部が行う各
処理について図６、図７、図８、図９、及び図１０を用
いて説明する。

【００２０】図６は、ＷＢＤ上の空き論理ブロックの獲
得処理を示したフローチャート、図７は、ＷＢＤ上の現
在使用中である論理ブロック解放処理を示したフローチ
ャートである。ＷＢＤアクセス管理部２１内では、ＷＢ
Ｄへのファイルの格納に伴いＷＢＤ論理ディスク上の空
き論理ブロックが要求された場合、論理ブロック獲得処
理６００が実行される。本処理では、まず、論理シリン
ダ番号検索タグを検索開始論理シリンダ番号に初期化し
（ステップ６０１）、ＷＢＤ空きブロック管理テーブル
４０の該タグで示される論理シリンダ空きブロックリス
ト管理情報４１の先頭ポインタ４２の示す空きブロック
情報４４から順に、該空きブロック情報４４のネクスト
ポインタ４６に従って空きブロックリスト４７を検索す
る（６０２）。そして、その検索結果から該リスト内に
要求ファイル長分の連続した論理ブロック番号４５の空
きブロック情報４４がチェーンされている、すなわち、
連続空きブロック獲得可能か調べ（６０３）、獲得不可
能であれば、隣り合う次の論理シリンダの空きブロック
リストも含めて連続空きブロックが獲得可能かどうか調
べる（６０４）。そして、それでも獲得不可能であれ
ば、論理シリンダ番号検索タグを次の論理シリンダ番号
へと更新し（６０５）、ステップ６０２以下の処理を繰
り返す。一方、ステップ６０３または６０４の処理にお
いて要求サイズ分の連続空きブロックを獲得可能であっ
たならば、該当空きブロック情報４４を該論理シリンダ
の空きブロックリスト４７からはずし（６０６）、該獲
得空き論理ブロックの先頭論理シリンダ／ブロック番号
を空き論理ブロック要求元に通知して（６０７）、本処
理を終了する。ここで、隣接論理シリンダ間での連続論
理ブロックとは、先の論理シリンダの連続空きブロック
最後の論理ブロック番号が論理ブロックの最終番号で、
後の論理シリンダの連続空きブロック先頭の論理ブロッ
ク番号が論理ブロックの開始番号である場合の組合せを
いう。

【００２１】また、ＷＢＤアクセス管理部２１内では、
ＷＢＤへ格納されたファイルのＲＡＩＤへの追出しに伴
いＷＢＤ論理ディスク上の使用中論理ブロックを解放す
る場合、論理ブロック解放処理７００が実行される。本
処理では、まず、ＷＢＤ空きブロック管理テーブル４０
の該当論理シリンダ空きブロックリスト管理情報４１の
先頭ポインタ４２の示す空きブロック情報４４から順
に、該空きブロック情報４４のネクストポインタ４６に
従って空きブロックリスト４７を検索する（７０１）。
そして、その検索結果から該リスト内に論理ブロック番
号が解放論理ブロック番号の先頭と連続する論理ブロッ
ク番号４５の空きブロック情報４４がチェーンされてい
る、すなわち、連続空きブロックとしてリストにチェー
ンできるか調べ（７０２）、可能であれば、解放論理ブ
ロックの空きブロック情報４４を該連続空き論理ブロッ
ク情報に隣接して該リストに追加し（７０３）、不可能
であれば、該当論理シリンダ空きブロックリスト管理情
報４１の最後尾ポインタ４３の示す空きブロック情報４
４の後ろに追加して（７０４）、本処理を終了する。

【００２２】図８は、上記論理ブロック獲得処理にて獲
得された論理ブロックからＷＢＤの複数台の物理ディス
クへ行われるアクセス処理を示したフローチャートであ
る。ＷＢＤアクセス管理部２１内では、ＷＢＤ論理ディ
スク上の空き論理ブロック獲得後のＷＢＤへのファイル
の格納、または以前格納したファイルの読込みを行う場
合、ＷＢＤアクセス処理８００が実行される。本処理で
は、まず、要求ファイルが格納される（または、されて
いる）論理ブロックのチェックを行う（８０１）。そし
て、該論理ブロックの全てが１つの論理シリンダ内にあ
るかどうか調べ（８０２）、該論理ブロックが複数の論
理シリンダにまたがる場合のみ、各論理シリンダ毎にア
クセス要求を分割する（８０３）。そして、該論理ブロ
ックの論理シリンダ／ブロック番号からアクセスデバイ
スドライバ（物理ディスク）を決定し（８０４）、該当
デバイスドライバを介してＷＢＤの物理ディスクへのア
クセスを行う（８０５）。そして、要求ファイルに対す
るアクセスが全て終了したかどうかを調べ（８０６）、
未終了なら、次のアクセス要求が同一の物理ディスクへ
のものかを調べ（８０７）、異なれば、デバイスドライ
バを該当する物理ディスクのものに変更し（８０８）、
同じであればそのままの状態でステップ８０５からの処
理を繰返す。また、全てのアクセス要求が終了していれ
ば、本処理を終了する。

【００２３】図９は、上記アクセス管理部がＡＰからフ
ァイルの書込み要求を受けた場合のファイルデータ書込
み処理を示したフローチャート、図１０は、ファイルの
読み込み要求を受けた場合のファイルデータ読込み処理
を示したフローチャートである。ＷＢＤアクセス管理部
２１では、ＡＰからファイルの書込み要求を受けた場
合、データ書込み処理９００を実行する。本処理では、
まず、ＷＢＤファイル管理テーブル３０内の書込み要求
ファイルに該当するＷＢＤファイル管理情報３１を検索
し（９０１）、該当ＷＢＤファイル管理情報３１が登録
されているかどうかを調べる（９０２）。その結果、該
当する管理情報がなければ、上記論理ブロック獲得処理
６００にてＷＢＤ上の空きブロックを獲得し（９０
３）、上記ＷＢＤアクセス処理８００にて該獲得空きブ
ロックに該当する物理ディスクに対しての書込みを行い
（９０４）、ＷＢＤファイル管理テーブル３０に該書込
みファイルのＷＢＤファイル管理情報３１を追加する
（９０５）。一方、該当管理情報があれば、以前とファ
イル長が異なっているかどうかを調べ（９０６）、変更
がなければ、該管理情報のＷＢＤロケーション情報エリ
ア３３に記録されている既獲得ブロックに対してステッ
プ９０４以下の処理を実行する。また、ファイル長に変
更があれば、上記論理ブロック解放処理７００にて既獲
得ブロックの解放を行った後（９０７）、ステップ９０
３以下の処理を実行する。このようにして、書込みファ
イルの更新データはＷＢＤ上に格納されるようになる。
また、ＷＢＤ上に書込まれるファイルは、必ず連続した
論理ブロック内に格納可能となる。

【００２４】また、ＡＰからファイルの読込み要求を受
けた場合、データ読込み処理１０００を実行する。本処
理では、まず、ＷＢＤファイル管理テーブル３０内の読
込み要求ファイルに該当するＷＢＤファイル管理情報３
１を検索し（１００１）、該当ＷＢＤファイル管理情報
３１が格納されているかどうかを調べる（１００２）。
その結果、該当する管理情報がなければ、ファイルシス
テムを介してＲＡＩＤから該ファイルデータを読込む
（１００３）。また、該当管理情報があれば、上記ＷＢ
Ｄアクセス処理８００にて該管理情報のＷＢＤロケーシ
ョン情報エリア３３に記録されている既獲得ブロックか
ら該ファイルデータの読込みを行う（１００４）。この
ようにして、以前更新されたファイルのデータがＲＡＩ
Ｄ又はＷＢＤのどちらにあろうとも、ＡＰからの読込み
要求に対して、該当ファイルの更新データを読込むこと
ができる。

【００２５】次に、上記実施例に係るサーバシステムに
おけるバックアップ／リストア処理について、図１１、
図１２、及び図１３を用いて説明する。

【００２６】図１１は、バックアップ装置に格納される
バックアップデータのフォーマットである。図中、１０
００は一回のバックアップ処理にてバックアップ装置に
格納されるバックアップデータ、１１１０は該バックア
ップデータ１０００のバックアップされた日付を示すバ
ックアップ日時１１１１やバックアップ範囲１１１２、
及びサーバマシンを一意に決定するサーバ識別子１１１
３等のバックアップデータ１０００管理に用いる情報が
格納されているバックアップヘッダデータ、１１２０は
ＲＡＩＤ内のファイルをｔａｒコマンド形式等によって
格納しておくＲＡＩＤ内ファイルデータ領域、１１３０
は前記ＲＡＩＤ内ファイルデータ領域１１２０の終了を
示すＲＡＩＤデータエンドマーク、１１４０はＷＢＤ内
の各ファイルを示すＷＢＤ内ファイルバックアップデー
タ１１６０を格納しておくＷＢＤ内ファイルデータ領
域、１１５０は該バックアップデータの終了を示すバッ
クアップデータエンドマークである。ここで、ＷＢＤ内
ファイルバックアップデータ１１６０には、該当ファイ
ルのファイルシステム上での名称を示すファイル名１１
６１、ファイル長１１６２、ＷＤＢへ書込まれた日付を
示す書込み日時１１６３、及び該当ファイルの内容であ
るファイルデータ１１６４が格納されている。

【００２７】また、図１２は、ＲＡＩＤとＷＢＤ上デー
タのバックアップ処理を示したフローチャート、図１３
は、前記バックアップ処理にてバックアップ装置に格納
されたバックアップデータをＲＡＩＤ上へ復旧するリス
トア処理を示したフローチャートである。ＷＢＤアクセ
ス管理部２１は、ＲＡＩＤ、ＷＢＤのファイルバックア
ップ、及びバックアップデータのリストア機能を有して
おり、ＡＰもしくはユーザのコマンド投入等によって該
機能を起動された場合、以下に述べるバックアップ処理
１２００、及びリストア処理１３００を実行する。

【００２８】バックアップ処理１２００では、次のよう
な手順でバックアップ装置へバックアップデータ１１０
０を書込む。まず、バックアップ機能が起動された日時
やその時に指定された範囲などを、バックアップ日時１
１１１やバックアップ範囲１１１２として格納したバッ
クアップヘッダデータ１１１０を書込み（１２０１）、
続いて、ファイルシステムを介してＲＡＩＤ上のファイ
ルをｔａｒコマンド形式で書込み（１２０２）、指定範
囲内のファイルのバックアップが終了すると、ＲＡＩＤ
データエンドマーク１１３０を書込む（１２０３）。そ
の後、ＷＢＤファイル管理テーブル３０内にＷＢＤファ
イル管理情報３１が登録されているファイルのＷＢＤ内
ファイルバックアップデータ１１６０を書込み（１２０
４）、登録分全てが終了すると、バックアップエンドマ
ーク１１５０の書込みを行い（１２０５）、本処理を終
了する。こうして、ＲＡＩＤ上の旧データ、及びＷＢＤ
上の更新データを１つのバックアップデータとして書込
み／管理する。

【００２９】一方、リストア処理１３００では、次のよ
うな手順でバックアップ装置からバックアップデータ１
１００を読込み、ＲＡＩＤ上へファイルデータを復旧す
る。まず、バックアップヘッダデータ１１１０を読込み
（１３０１）、読込むバックアップデータ１１００がリ
ストア起動時の要求を満足するかどうか（サーバマシン
の識別子、リストアすべき範囲とバックアップデータの
範囲等が同じか）の合理性を確認し（１３０２）、合わ
なければ、本処理を終了する。また、合理性の確認がＯ
Ｋであれば、ＲＡＩＤ内ファイルデータ領域１１２０を
ファイルシステム経由でＲＡＩＤ上へのリストアをＲＡ
ＩＤデータエンドマークを検出するまで行う（１３０
３、１３０４）。そして、ＲＡＩＤデータエンドマーク
を検出すると、ＷＢＤ内ファイルデータ領域１１４０の
各ＷＢＤ内ファイルバックアップデータ毎にファイルシ
ステム経由でＲＡＩＤ上へのデータリストアをバックア
ップエンドマーク１１５０を検出するまで繰返して行う
（１３０５、１３０６）。そして、バックアップエンド
マーク検出後、ＷＢＤファイル管理テーブル３０に登録
されているＷＢＤファイル管理情報を全て削除して該テ
ーブルの初期化を行い（１３０７）、本処理を終了す
る。こうして、リストア処理にＷＢＤ上の更新データも
一緒にＲＡＩＤ上へ復旧を行う。また、ＷＢＤ上更新デ
ータのＲＡＩＤ上へ復旧は、サーバマシンの停止時のシ
ャットダウンプロセス内、又は、ユーザがキーボートか
ら投入したコマンド等によっても行われる。

【００３０】ところで、上記実施例では、物理ディスク
のシリンダを論理シリンダとした例をＷＢＤ論理ディス
ク構成として示したが、以下では、本発明に係る他のＷ
ＢＤ論理シリンダ／ブロックの構成の例について説明す
る。

【００３１】図１４は、複数台の物理ディスクを１台の
ＷＢＤ論理ディスクとして扱うための論理シリンダ／ブ
ロックの構成の他の実施例を示した図である。図中、５
０、５１は図５と同様、それぞれ論理シリンダマッピン
グ構成、論理ブロックマッピング構成を示す。ここで、
本構成では各物理ディスクの同一シリンダ番号の組合せ
を論理ディスクの論理シリンダとしており、論理シリン
ダ数はＷＢＤの物理ディスクのシリンダ数と等しくな
る。また、本図の論理ブロックマッピング構成５１にハ
ッチングで示している部分は、図５同様、論理ディスク
として使用しない未使用領域である。

【００３２】図１５は、上記論理ディスク構成において
ＷＢＤの複数台の物理ディスクへ行われるアクセス処理
を示したフローチャートである。ＷＢＤアクセス管理部
２１内では、上記ＷＢＤ論理ディスク上の空き論理ブロ
ック獲得後のＷＢＤへのファイルの格納、または以前格
納したファイルの読込みを行う場合、図８に示したＷＢ
Ｄアクセス処理８００ではなく、本図に示すＷＢＤアク
セス処理１５００が実行される。本処理では、まず、要
求ファイルが格納される（または、されている）論理ブ
ロックのチェックを行い（１５０１）、その先頭論理ブ
ロック番号からアクセスを開始するデバイスドライバ
（物理ディスク）を決定する（１５０２）。そして、各
論理ブロック単位にアクセス要求を分割して（１５０
３）、該当デバイスドライバを介してＷＢＤの物理ディ
スクへのアクセスを行う（１５０４）。そして、要求フ
ァイルに対するアクセスが全て終了したかどうかを調べ
（１５０５）、未終了なら、デバイスドライバを該当す
る次の物理ディスクに変更し（１５０６）、ステップ１
５０４からの処理を繰返す。また、全ブロック分のアク
セス要求が終了していれば、本処理を終了する。こうし
て、１ファイルのアクセス要求が、複数台の物理ディス
クに対して並列的にアクセス処理が行えるようになる。

【００３３】なお、本実施例では、ＲＡＩＤとＷＢＤ及
びバックアップ装置を同一のＳＣＳＩバス上に接続した
構成を例に説明を行ったが、それぞれが異なるインタフ
ェースによって接続されていてもなんら問題はない。ま
た、ＷＳベースのクライアント−サーバシステムを例に
述べたが、パーソナルコンピュータ（ＰＣ）ベースのも
のであっても、ＯＳがＵｎｉｘからＤＯＳに置き変わる
だけでよく、本発明を実現する上で問題となることはな
いのは言うまでもない。

【００３４】さらに、上記実施例では、ＷＢＤをＲＡＩ
Ｄとは別に複数の単体ディスクを用いて構成したが、Ｗ
ＢＤをＲＡＩＤの中に設けた構成、より具体的には、Ｒ
ＡＩＤ内のディスクをアレイを構成する行単位にＲＡＩ
Ｄとして使用するディスク（領域）とＷＢＤとして使用
するディスク（領域）とに分けて管理するような構成を
とっても良い。この場合、上記実施例におけるＷＢＤア
クセス管理部では、ＳＣＳＩ上の該ＲＡＩＤの論理ユニ
ット番号（ＬＵＮ）にてそれぞれの領域を区別してアク
セス可能であり、上記実施例に述べた通りの各処理はな
んら問題なく実行可能である。なお、複数台の単体ディ
スクから成るＷＢＤを一台の論理ディスクとして管理す
るのは、ディスクアレイのアレイコントローラで行なう
ことになる。

【００３５】

【発明の効果】本発明によれば、ＲＡＩＤにおけるライ
トペナルティによる書込み処理性能の低下を無くすこと
ができるようになり、システムのＩ／Ｏアクセス特性に
関係なく、ＲＡＩＤ利用によるシステムの性能向上を図
ることが可能となる。また、ＲＡＩＤ上にファイルデー
タがある場合でもファイルデータの更新はＷＢＤ上に行
われるので、誤操作によるファイルの書込み／削除に対
する復旧が可能であるという効果がある。さらに、本発
明は既にＲＡＩＤを導入しているシステムに対しても適
用することができ、少ない投資コストにて既存のシステ
ム資産を有効に活用可能となる。また、従来のＯＳ（Ｕ
ｎｉｘ等）と同じインタフェースを取ることによって、
アプリケーションに対してはＷＢＤを意識させないの
で、既存のアプリケーションを活用することが可能であ
ると言う効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例に係るクライアント−サーバ
システムの全体構成図である。

【図２】本発明の一実施例に係るサーバマシン上のソフ
トウエア構成図である。

【図３】本発明の一実施例に係るＷＢＤ上に書込まれた
全てのファイルを管理するＷＢＤファイル管理テーブル
の構成図である。

【図４】本発明の一実施例に係るＷＢＤ論理ディスク内
の空き論理ブロックを管理する空きブロック管理テーブ
ルの構成図である。

【図５】本発明の一実施例に係るＷＢＤ論理ディスクの
論理シリンダ／ブロックマッピング構成を示した図であ
る。

【図６】本発明の一実施例に係るＷＢＤ論理ディスク上
の空き論理ブロックの獲得処理を示したフローチャート
である。

【図７】本発明の一実施例に係るＷＢＤ論理ディスク上
の現在使用中である論理ブロック解放処理を示したフロ
ーチャートである。

【図８】本発明の一実施例に係るＷＢＤの複数台の物理
ディスクへ行われるアクセス処理を示したフローチャー
トである。

【図９】本発明の一実施例に係るファイルデータ書込み
処理を示したフローチャートである。

【図１０】本発明の一実施例に係るファイルデータ読込
み処理を示したフローチャートである。

【図１１】本発明の一実施例に係るバックアップ装置に
格納されるバックアップデータのフォーマットを示した
図である。

【図１２】本発明の一実施例に係るＲＡＩＤとＷＢＤ上
データのバックアップ処理を示したフローチャートであ
る。

【図１３】本発明の一実施例に係るバックアップ装置に
格納されたバックアップデータをＲＡＩＤ上へ復旧する
リストア処理を示したフローチャートである。

【図１４】本発明の他の実施例に係る複数台の物理ディ
スクを１台のＷＢＤ論理ディスクとして扱うための論理
シリンダ／ブロックの構成を示した図である。

【図１５】本発明の他の実施例に係るＷＢＤの複数台の
物理ディスクへ行われるアクセス処理を示したフローチ
ャートである。

【符号の説明】

１０…ワークステーション（ＷＳ）：サーバ、１１…デ
ィスクアレイ（ＲＡＩＤ）、１２…データ書込み専用デ
ィスク（ＷＢＤ）、１３…ＳＣＳＩ、１４…ワークステ
ーション（ＷＳ）：クライアント、１５…ＬＡＮ、２０
…アプリケーション（ＡＰ）、２１…ＷＢＤアクセス管
理部、２２…管理テーブル群、２３…Ｕｎｉｘファイル
システム、２４…ＲＡＩＤ用デバイスドライバ、２５…
ＷＢＤ用デバイスドライバ、３０…ＷＢＤファイル管理
テーブル、４０…ＷＢＤ空きブロック管理テーブル、６
００…論理ブロック獲得処理、７００…論理ブロック解
放処理、８００／１５００…ＷＢＤアクセス処理、９０
０…データ書込み処理、１０００…データ読込み処理、
１１００…バックアップデータ、１２００…バックアッ
プ処理、１３００…リストア処理。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者本田聖志神奈川県横浜市戸塚区吉田町292番地株式会社日立製作所マイクロエレクトロニクス機器開発研究所内 (72)発明者秋山仁神奈川県横浜市戸塚区吉田町292番地株式会社日立製作所マイクロエレクトロニクス機器開発研究所内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】サーバ機能を果たすコンピュータ、複数台
の単体ディスクがアレイ上に配置され、損失データ修復
用冗長データを用いるディスクアレイ装置(以下、RAID:
Redundant Array of Inexpensive Disksという)、複数
の単体ディスク装置、及びデータバックアップ用のバッ
クアップ装置から構成されるサーバシステムであって、前記ＲＡＩＤは、ユーザデータを格納するために使用
し、、前記複数の単体ディスク装置は、前記ＲＡＩＤ上
のユーザデータを一時的に格納するデータ書込み専用デ
ィスク(以下、WBD:Write Buffer Diskという)として使
用するとともに、前記ＲＡＩＤと前記ＷＢＤが接続されている前記コンピ
ュータ上に、前記複数の単体ディスク装置からなる前記
ＷＢＤを１台の論理ディスクとして管理する手段と、書
込み処理時に前記ＷＢＤへ書込みデータを格納し、前記
ＷＢＤ上の該書込みデータと前記ＲＡＩＤ上の旧書込み
データとの対応を管理する書込みデータ管理手段と、前
記ＷＢＤ上の前記書込みデータを前記ＲＡＩＤの前記旧
書き込みデータへ上書きを行う書込みデータ追出し手段
とを設けたことを特徴とするサーバシステム。
【請求項２】請求項１記載のサーバシステムにおいて、
前記コンピュータ上に、前記ＲＡＩＤと前記ＷＢＤ上双
方のデータを一括してバックアップ装置へ書込むバック
アップ手段と、前記バックアップ手段によるバックアッ
プデータを前記ＷＢＤ上にあったデータも含め、前記Ｒ
ＡＩＤ上に復旧するリストア手段とをさらに設けたこと
を特徴とするサーバシステム。
【請求項３】請求項１記載のサーバシステムにおいて、
前記ＷＢＤの各ディスク装置（以下、物理ディスクとい
う）に対し、該物理ディスクの各シリンダと前記論理デ
ィスクの論理シリンダとを一対一に対応させ、該論理シ
リンダ内で連続した論理ブロックを割り当てることを特
徴とするサーバシステム。
【請求項４】請求項３記載のサーバシステムにおいて、
前記論理シリンダ数は、前記ＷＢＤの各物理ディスクの
シリンダ数の和であることを特徴とするサーバシステ
ム。
【請求項５】請求項１記載のサーバシステムにおいて、
前記ＷＢＤの各ディスク装置（以下、物理ディスクとい
う）に対し、該物理ディスクの同一シリンダ番号の組合
せを前記論理ディスクの論理シリンダとして管理し、該
論理シリンダ内で論理ブロックを前記各物理ディスクに
順番に分散して割り当てることを特徴とするサーバシス
テム。
【請求項６】請求項５記載のサーバシステムにおいて、
前記論理シリンダ数は、前記ＷＢＤの各物理ディスクの
シリンダ数と等しくなることを特徴とするサーバシステ
ム。
【請求項７】請求項１記載のサーバシステムにおいて、
前記コンピュータは、Ｕｎｉｘマシンであり、該コンピ
ュータと前記ＲＡＩＤ及び前記ＷＢＤとの接続インタフ
ェースは、ＳＣＳＩ(Small Computer System Interfac
e)であることを特徴とするサーバシステム。