JPH07111689B2 - 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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JPH07111689B2
JPH07111689B2 JP2171307A JP17130790A JPH07111689B2 JP H07111689 B2 JPH07111689 B2 JP H07111689B2 JP 2171307 A JP2171307 A JP 2171307A JP 17130790 A JP17130790 A JP 17130790A JP H07111689 B2 JPH07111689 B2 JP H07111689B2
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Description

【発明の詳細な説明】 発明の背景 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、且つ各トラップ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タが一
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（「I/O」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「整合」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、ホスト
の一つが誤動作（即ち、故障）する場合、このホストは
或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。整合動作は、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、記憶媒体のシャドー組内のデータを管理する
ためのログ、及び複数のデータ処理装置の一つから受信
された少なくとも一つの書き込み命令と関係するアドレ
ス情報のログを維持するためのシステムに関する。アド
レス情報のログを維持するためのシステムは、データ処
理装置から書き込みコマンドを受信するための装置、書
き込みコマンドと関係するデータを記憶媒体の一つのセ
クションに書き込む装置、及び前記セクションの位置を
示すログ内にアドレス情報を書き込む装置を含む。ログ
に記憶されたアドレス情報に関係して、記憶媒体の一つ
に記憶されるデータに管理操作を実行し、シャドー組に
記憶されるデータの一致性を保証する装置が設けられ
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。この情報は整合操作
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整
合するが、データが最近書き込まれたブロックのみを整
合する。この結果は、I/O要求に最小の影響を及ぼし
て、かなり効率的な整合操作となる。
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。
実施例の構造及び動作 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I/O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内に種々の形態の情報を記憶する。
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I/O操作を達成し、どの記憶サブシステムが
使用可能か、どのディスクがどの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、整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、I/O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）継続中の整合操作に関するステイタス情報を記憶
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を通し且つ通信媒体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
I/O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I/O操作を禁止することがない。これは、I/O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。
或る場合に於いて、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整合
操作を開始する。整合装置において、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20
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20）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を構成するバイト
の全数を識別する値を含み、「論理ブロック信号」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
み命令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
込み命令内のフィールドを含まない。
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
了メッセージ」を発生源ホスト９に戻す。書込み命令終
了メッセージのフォーマットが第3A図に図示される。こ
の終了メッセージは、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
を知らせるステイ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、ステイ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、終了メッ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ッセージの
フォーマットが第3B図に示される。読み出し終了メッセ
ージは書込み命令に対する終了メッセージと類似する
が、この読み出し命令終了メッセージは、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
た書込み命令メッセージのソース（例えば、発生源ホス
ト）を識別する情報を記憶する。
従って、整合操作が必要になる場合、整合操作を管理す
るホスト９は、整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、一度の書込み操作では不一致となる。従っ
て、整合操作は、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、整合操作を達
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
ロック上での整合を達成する。シャドー組内の書き込ま
れたブロックのみが併合されるので、この操作は、整合
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、次にこの情報が整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／ステイタス」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。
「開始論理ブロック番号」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、
書込み操作を開始したホストを識別する。
「エントリID」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ッセージフィールドを妥当なも
のとし、ディスク20の状態をチェックし、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ェックが失敗した場
合、シャドー組メンバーは、適当なステイタスを含むス
テイタスフィールドを有する書込み終了メッセージ（第
3A図）を発行する命令を拒絶する。
制御器は次に書込み命令内のフラグをチェックする。こ
のフラグは、令名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」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ができ
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「ステイタス」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
整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。
a.「割り当てられたエントリフラグ」をセットする。
b.命令メッセージの「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。
c.命令メッセージの「オプコード番号」フィールドの内
容をエントリの「命令ID//ステイタス」フィールドにコ
ピーする。
d.命令メッセージの「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」フィールドへコピーする。
e.命令メッセージの「論理ブロック番号」（又は「宛先
1bn」）フィールドの内容をエントリの「開始論理ブロ
ック番号」フイールドへコピーする。
f.命令メッセージの「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.命令メッセージの「エントリID」の内容をエントリの
「エントリID」フィールドへコピーする。
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れるべき
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
前の書込み命令メッセージをホスト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18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か否かを決め
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
チェックする。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
イ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／ステイタス」フィールドをチェックして、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、ステイ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
ッセージを送る。
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.命令メッセージの「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」フィールドへコピーする。
b.命令メッセージ「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ID//ステイタス」フィール
ドへコピーする。
c.命令メッセージ「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」フィールドへコピーする。
d.命令メッセージ「論理ブロック番号」（又は「宛先1b
n」）フィールドの内容をエントリの「開始論理ブロッ
ク番号」フィールドへコピーする。
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「ステイタ
ス」終了メッ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へコピーし、標
準処理を継続する。
更に、書込み命令の終了メッセージを戻す前に、ディス
ク制御器は、「ホスト参照番号」、「エントリID」、及
び「エントリローケータ」終了メッセージフィールド
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ッセージから終了メッ
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」終了メッ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整合するのに使用す
る。比較ホスト操作のための命令メッセージフォーマッ
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つディスクを支持するデ
ィスク制御器に指示発生し、「バッファー記述子」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」及び「バイ
ドカウント」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ッ
セージを比較ホスト命令の発行したホストへ発行する。
終了メッセージのステイタスフィールドが、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つの記憶装置を整合するための操
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。
整合操作の再に、この整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ッ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ッセージ）
が第5A図に示される。第5B図が、終了メッセージフォー
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ッセージ）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、命令メッセージの「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、整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、整合直後は一致
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エントリー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整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整合は、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整合
することを含む。整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
ーが同様の整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、終了メッセージが無効メッセージとして戻さ
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
まれる値が命令メッセージ「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ID」フィ
ールド内に含まれる値が命令メッセージ「エントリID」
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、命令終了メッセー
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「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」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」フィールドメッセージが零の場合、
ディスク制御器は、命令の終了メッセージ「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」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ッセ
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
ッセージ「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整合操作は第7A
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１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、整合操作に対す
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。併合を達成するホストは、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
により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は、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、整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」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「ホスト参照番号」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、終了メッ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
メッセージを受信する。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」フィールドを有す終了メッセージを戻
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
終了メッセージを戻し、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、整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１）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、終了メッセージを発行
する。（ステップ２）。ホストはこの終了メッセージを
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
ター番号表を達成する。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、データブロック群）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）論理クラスターカン
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。論理クラスター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。
論理クラスター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ー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、或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ー番号が
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、論理クラスター番号表内の第１論理クラスタカ
ウンタ数に等しくする。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、論理クラスター番号表内の第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、論理クラスタカウン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
出し命令内の「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
メッセージを転送する。このメッ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）。
ホストが終了メッ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
が論理クラスター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ェックする（ス
テップ13）。ステップ13の結果が「肯定」の場合、整合
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つの整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。
ホストは先ずメッセージを通信媒体16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ッセージを受信し、
シャドー組に対する全未処理I/O要求を完了し、新たなI
/O要求を停止する。これが一度達成されると、各ホスト
は「確認」メッセージを整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）。
全確認メッ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、同じ命令メッ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ッセージ
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ッセージを再び受
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ッ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、終了メッセー
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。I/O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ッセージ
を受信した後（ステップ22）、ホストはメッセージを全
ての他のホストに転送して、システム間同期を終了す
る。このメッセージは全ての他のホストに、正常なI/O
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、整合操作中、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。正常に整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/
O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、整合操作に於けるデータ転送は両方向で行うこ
とができる。
システム内の或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整合を達成している
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、整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ッ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不
一致とならないからである。上述の様に、整合操作を達
成するホストは、その操作が完了すると整合操作で使用
されたエントリー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整合操作
を記述するが、数個の目標が使用されて３つ以上の記憶
媒体を整合することができる。同様に、システムは、整
合操作を介してソースと同じ構成ディスクを使用する必
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整合操作と関連し
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
り整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
データを含むはずはなく、整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つのメンバーを整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……メモリー、
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
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ディヴィッド ダブリュー ティール アメリカ合衆国 ニューハンプシャー州 03031 アムハースト リッジウッド ド ライヴ ８ (72)発明者 ロバート ジー ビーン アメリカ合衆国 コロラド州 80919 コ ロラド スプリングス ウィンウッド テ ラス 7420 (72)発明者 ジェイムズ エイ ザーロブスキ アメリカ合衆国 コロラド州 80918 コ ロラド スプリングス サドル ドライヴ 5065 (56)参考文献 特開 平１−266640（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−303442（ＪＰ，Ａ)

Claims (33)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】複数のデータ処理装置によってアクセス可
    能な記憶媒体のシャドー組に記憶されるデータを管理す
    る方法であり、前記方法が、 A. 1.前記データ処理装置の一つから、データを含む書き込
    み命令を受信し、 2.前記記憶媒体の前記シャドー組の一つのセクションに
    前記データを書き込み、 3.前記データがエラーを含むか否かを決めること無し
    に、前記記憶媒体のシャドー組の前記セクション内の前
    記データの位置を示すアドレス情報を前記ログに書き込
    む工程から成る、 データ処理装置から受信された書き込み命令に関係する
    ログ情報を維持する工程、及び、 B.前記記憶媒体の前記シャドー組に管理操作を選択的に
    実行し、前記記憶媒体のシャドー組の前記セクション内
    のデータを、前記ログ内に記憶された前記アドレス情報
    を使用して前記記憶媒体の前記シャドー組の別のセクシ
    ョン内のデータと一致させる工程から成る方法。
  2. 【請求項２】前記ログが、記憶媒体の前記シャドー組か
    ら独立する位置に記憶される請求項（１）記載の方法。
  3. 【請求項３】記憶媒体の前記独立する位置が前記データ
    処理装置の各々と独立していることを特徴とする請求項
    （２）記載の方法。
  4. 【請求項４】少なくとも１つの前記書き込み命令が、受
    信された書き込み命令を送ったデータ処理装置を識別す
    る情報を含み、情報を前記ログに書き込む前記工程が、
    前記識別する情報を前記ログに書き込むことを更に含む
    請求項（１）記載の方法。
  5. 【請求項５】前記管理操作が、書き込まれるデータを送
    るデータ処理装置を基礎として選択される位置で実行さ
    れることを特徴とする請求項（４）記載の方法。
  6. 【請求項６】前記アドレス情報が、所定の時間に渡って
    前記記憶媒体に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（１）記載の方法。
  7. 【請求項７】連続して前記管理操作が実行され、前記所
    定の期間が、２つの隣接する管理操作の間の時間に等し
    いことを特徴とする請求項（６）記載の方法。
  8. 【請求項８】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
    ータを送ったデータ処理装置以外のソースから決めら
    れ、 （ａ）前記データ処理装置からの、データを含む書き込
    み命令を前記記憶媒体に転送し、 （ｂ）前記記憶媒体の前記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アドレ
    ス情報を、書き込まれたデータを送った前記データ処理
    装置と独立する位置に記憶されるログ内に記憶し、 （ｄ）前記ログを使用して、管理操作を操作して、記憶
    媒体の前記セクションに書き込まれたデータ及び異なる
    位置に記憶されたデータとの間の一致を保証する各工程
    からなる前記方法。
  9. 【請求項９】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（８）記載の方法。
  10. 【請求項１０】前記書き込み命令が、前記データ処理装
    置を識別する情報から成り、前記記憶する工程が更に前
    記識別する情報を前記ログに記憶することから成る請求
    項（８）記載の方法。
  11. 【請求項１１】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（８）記載の方
    法。
  12. 【請求項１２】前記記憶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（８）記載
    の方法。
  13. 【請求項１３】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の等しい
    時間に渡って記憶されることを特徴とする請求項（８）
    記載の方法。
  14. 【請求項１４】複数のデータ処理装置によってアクセス
    可能な記憶媒体のシャドー組を管理する装置が、 前記データ処理装置の一つからのデータが書き込まれる
    前記記憶媒体内の位置を指示するアドレス情報のログを
    維持する手段、及び、 a.前記ログにアクセスしてデータが書き込まれた前記記
    憶媒体内の位置に関連するアドレス情報を決め、 b.前記ログからの前記アドレス情報に対応する位置に記
    憶されるデータの管理操作を実行して、記憶媒体の前記
    シャドー組内の対応する位置のデータを一致させること
    により、管理操作を実行する手段、から成る管理する装
    置。
  15. 【請求項１５】前記情報が、前記位置に書き込まれるデ
    ータを送るデータ処理装置を識別することを特徴とする
    請求項（14）記載の装置。
  16. 【請求項１６】前記管理操作が、書き込まれたデータを
    送るデータ処理装置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（15）記載の装
    置。
  17. 【請求項１７】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前記ログ内に記
    憶されることを特徴とする請求項（14）記載の装置。
  18. 【請求項１８】連続する前記管理操作が実行され、前記
    所定の時間が２つの前記管理操作間の時間に等しいこと
    を特徴とする請求項（17）記載の装置。
  19. 【請求項１９】前記情報のログが、前記データ処理装置
    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（14）記載の装置。
  20. 【請求項２０】記憶媒体の前記セクションが、前記デー
    タ処理装置の各々と独立していることを特徴とする請求
    項（19）記載の装置。
  21. 【請求項２１】前記独立な記憶媒体のセクションが、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（19）記載の装置。
  22. 【請求項２２】複数のデータ処理装置によってアクセス
    可能な記憶媒体のシャドー組に記憶されるデータを管理
    する装置であり、この装置が、 データ処理装置から受信された全ての書き込み命令と関
    係する情報のログを維持するための手段であって、 データ処理装置の一つから、データを含む書き込み命令
    を受信するための手段と、 前記記憶媒体の前記シャドー組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と、 記憶媒体の前記シャドー組の前記セクションの前記デー
    タの位置を指示するアドレス情報を前記ログに書き込む
    手段とを含む前記維持するための手段、及び 前記記憶媒体の前記シャドー組にデータ管理操作を実行
    して、前記ログ内に記憶される前記アドレス情報に基づ
    いて記憶媒体の前記シャドー組の前記セクション内のデ
    ータを記憶媒体の前記シャドー組の別のセクション内の
    データに一致させる手段を含むことからなるデータを管
    理する装置。
  23. 【請求項２３】前記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（22）記載の装置。
  24. 【請求項２４】少なくとも１つの前記書き込み命令が、
    受信された書き込みコマンドを送ったデータ処理装置を
    識別する情報を含み、前記装置が、前記ログ内の前記識
    別情報を書き込む手段を更に含むことを特徴とする請求
    項（22）記載の装置。
  25. 【請求項２５】複数のデータ処理装置によってアクセス
    可能な記憶媒体のシャドー組に記憶されるデータを管理
    するための装置が、 前記データ処理装置の一つからのデータが書き込まれる
    前記記憶媒体内の位置と関係するアドレス情報のログを
    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り、前記
    データ処理装置の一つから受信された各書き込み命令に
    対して、一つのエントリーが前記ログを維持する手段に
    よって前記ログに記憶されることを特徴とする管理する
    ための装置。
  26. 【請求項２６】前記情報が、前記位置に書き込まれるデ
    ータを送るデータ処理装置の識別子から成る請求項（2
    5）記載の装置。
  27. 【請求項２７】前記要求が特定のデータ処理装置を識別
    し、前記アクセスする手段が、前記識別されたデータ処
    理装置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（26）に記載の装置。
  28. 【請求項２８】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（25）記載の装置。
  29. 【請求項２９】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（28）記載の装置。
  30. 【請求項３０】前記情報のログが、前記データ処理装置
    の少なくとも一つと独立する記憶媒体内に記憶されるこ
    とを特徴とする請求項（25）記載の装置。
  31. 【請求項３１】前記独立する記憶媒体が、前記データ処
    理装置の各々と独立していることを特徴とする請求項
    （30）記載の装置。
  32. 【請求項３２】前記ログ内の前記エントリーの各々が、
    対応する書き込み命令を発生したデータ処理装置を識別
    する情報を含むことを特徴とする請求項（20）記載の装
    置。
  33. 【請求項３３】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
    内のセクションを識別することを特徴とする請求項（3
    2）記載の装置。
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