JPH10510642A - コンピュータデータの記憶装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 ハイアラーキの記憶管理システムにおいては、ファイルが特定の期間アクセスされたことがない場合にファイルが自動的にアーカイブされる。大きなデータベースファイルでは、少数のレコードしか使用されたことがなかったとしてもファイルをアーカイブすることはできない。本発明では、補助データベースが、どのデータが何日にアクセスされたことがあるかを表示するように維持される。アクセスされたことのないブロックがアーカイブされディスクファイルから削除されて必要な記憶容量を減らすことができる。

Description

【発明の詳細な説明】 コンピュータデータの記憶装置発明の背景 本発明は、コンピュータデータファイルのハイアラーキの記憶管理に関する。 大容量記憶装置として働く、パーソナルコンピュータのハードディスクに記憶 されるデータの量は、この１０年間に急速に増加した。これは、非常に多くのフ ァイルを含む、ＩＧＢ（ギガバイト）或いはそれ以上のハードディスクのサブシ ステムが極普通である、ネットークのファイルサーバーに保持されるデータにつ いて、特に言える。 特に、ネットワークのファイルサーバー上の多くのファイルは、かなり長い間 アクセスされたであろう。これは、いろいろな理由による；ファイルは旧いバー ジョンであったり、バックアップコピーであったり、何時か必要とされるかもし れないので、万一にそなえて保持されているかもしれないからである。実際に、 ファイルは全体に冗長であるが、ファイルのオーナーのみがそれを識別すること ができ、結果的に、ファイルはバックアップ／安全の利用のために保たれる。よ いコンピュータプラクティスは、もし疑わしければ、ファイルは無限に保持され るべきことを示唆している。この当然の結果は、ハードディスクが旧いファイル で満たされることである。これは、最も小さなものから最も大きなものまで、あ らゆるマイクロプロセッサベースのパーソナルコンピュータに起こる。 ハイアラーキの記憶管理（Hierarchical Storage Management: HSM）は、この 問題を解決するための既知の技術である。多くのＯＳは、ファイルが更新された （即ち、書かれた）最後の日付と時間の記録を維持する。また、多くは、ファイ ルがアクセスされた（読まれた）最後の日付と時間の記録を維持する。ＨＳＭシ ステムは、ハードディスク上のファイルのリストを周期的に走査して、最後にア クセスされた日付／時間をチェックする。もし、ファイルが所定の量の時間（代 表的には、１−６か月）の間使用されていないなら、ファイルはアーカイブされ る。すなわち、二次保管に、例えば、テープに移され。ハードディスクから除か れる。 ＨＳＭは代表的にはパックアップに纏められる。非活動スレッショルドが３か 月にセットされた、ＨＳＭ設備を有するテープのバックアップシステムを考えて みよう。バックアッププロセスは、周期的にランし、与えられたファイルに対す る最後にアクセスされた日付が３か月前より長いことを監視する。バックアップ システムは、いわゆる、異なるテープ上のファイルの３つのバックアップコピー を有し（即ち、３つのコピーを有している場合には続いて起きる場合まで待つ） 、ファイルを削除することを保証する。もし、ファイルが必要とされるなら、ユ ーザーは、３つのバックアップテープの１つからそれを再記憶する。バックアッ プシステムは、ファイルのアーカイブコピーを含むテープが重ね書きされないこ とを保証しなければならない。この方法は、テープが持ち運びでき、簡単にリプ レースされ、しかも安いという理由で、この問題に長い間解決を与えている。 一旦ファイルがＨＳＭシステムによって削除されると、最早、オリジナルディ スク上で見ることはできない。これは、ユーザー或いはアプリケーションが後で ファイルへのアクセスが必要になるならば、欠点である。何故なら、ファイルの 痕跡がディスクを探がしても見つけられないからである。ユーザー或いはアプリ ケーションは、ファイルがバックアップから再記憶されたことを知る手段をもた ないし、アプリケーションは結果的に情報をミスリードすることから致命的な誤 りをもたらす。 痕跡なしに排除される代わりに、ファイルは、ディスクにリストされる（好ま しくはそれがバックアップ、或いは二次の記憶装置に移されたことを識別するあ る手段をもって）が、しかし、ディスクスペースを取る実際のファイルデータの ないように連続しているべきである。実際に、この装置は、多くのＨＳＭシステ ムにおいて備えられており、ミグレーションとして知られている。ＨＳＭシステ ムは、代表的にディレクトリーにファイルレファレンスを残し、移動されたファ イルが見つけられることができる場合、ロケーションの識別を含む小さな“スタ ブ”を有するファイルデータを置き換えるか、或いはゼロ長のファイルを完全に 残すデータを削除する。 デミグレーションとして知られるＨＳＭシステムの更なる改善によって、ＨＳ Ｍは、ユーザーやアプリケーションがファイルにアクセスしようとする場合、移 されたファイルをオリジナルディスクへ自動的に再記憶することを可能にする。 明らかに、これは、もし移されたファイルを含む二次の記憶媒体が連続的にシス テムに接続されているならば、可能である。移されたデータがこのような“ニア ライン(near-line)”装置、例えば光ディスクのジュークボックスに記憶される 場合、ファイルにアクセスする要求は、ファイルが再記憶されるまで一時的に中 断される。その結果、あたかもファイルが移されていないかのように続けられる ことが可能になる。 上記のＨＳＭ技術は、一時に１人だけのユーザによって使用される比較的小さ い多数のファイルに適用されたときに有効である。しかしながら、多数のユーザ が、顧客の名前と住所の記録や同様の履歴データを含む、１個の大きなデータベ ースファイルにアクセスするデータベースシステムを考慮されたい。新顧客の記 録は一定に増えつづけ、また現在の顧客の記録も訂正されつづけるので、ファイ ルは、常時有用でなければならないために、決して、ミグレーションについて１ 候補とはならない。それにもかかわらず、かかるファイルは、普通、古い非活動 的な顧客について、将来の参照に使用できるように保持されねばならないあるい は多くの記録や、長い時間の間アクセスされないまま放置される多くの記録を有 するであろう。しばしば、この非活動的な記録によって占有されるディスクのス ペースは、ファイル全体が占める大部分のスペースを示すことになる。 少量のデータがファイルの任意の部分からランダムに書き込まれたり読み出さ れたりするランダムアクセスファイルを有することは既に知られている。新ラン ダムアクセスファイルが作成されると、このファイルは、データが書き込まれる まで、ゼロ・レングスのままである。ファイルはランダムアクセスであるので、 書き込まれるデータの第１のピースは、必ずしも、オフセットゼロ（すなわちフ ァイルの開始）であることを必要とせず、任意の位置に書き込み得る。例えば、 １０バイトのデータがオフセット１０００から書き込まれるものとする。そのフ ァイルは、１０バイトが実際に書き込まれたとき、１０１０バイトの論理レング スを有することになる。いくつかのオペレーティングシステム（ＯＳ）は、かか る状態を、自動的に、ヌル又はランダム文字を用いて、ミッシング１０００バイ トをフィリング・インすることによって、処理して、たとえ、実際には１０バイ トだけが書き込まれたしても、１０１０バイトを割り当てる。 ネットワークファイルサーバ(Network File Servers)に用いられるような、進 歩した（アドバンスト）オペレーティングシステムは、スパースファイルのコン セプトを支持しており、このスパースファイルでは、ディスクのスペースが実際 にデータを書き込んだファイルのそれらのエリアに割り当てられるだけである。 普通、これは、ファイルの割り当てテーブル（如何にファイルがディスクに格納 されるかを示すマップ）を拡張することによって達成され、これによって、特定 のファイルのためのデータが格納される次のロケーションを示す各エントリが、 データが開始する論理オフセットを指示する値によって、成される。従って、上 記の例において、第１のエントリは、データがディスク上の位置Ｘで開始し、第 １のバイトがファイルの論理オフセット１０００（“正常”なファイルでは論理 オフセット０である）にあることを示す。データが決して書き込まれないスパー スファイルのエリアはホール（穴）として知られている。発明の概要 種々の特徴を持つ本発明は、請求の範囲の独立の請求項において定義されてい る。本発明の利点のある特徴は、各請求項に記載されている。 以下に図面を参照しつつ記述される本発明の好ましい実施例において、補助的 なデータベースが、どのデータブロックが何日（日付）にアクセスされたかを示 すように保持される。非アクセスブロックは、格納の必要性を減少するため、デ ィスクファイルからアーカイブされ且つ削除され得る。削除は、ファイルをスパ ースファイルとして取扱うように、ＦＡＴ（ファイル割り当てテーブル）を調整 することによって、アーカイブされ得る。 読み出しリクエストが、アーカイブされ又はミグレーションされたファイルの 一部に行われた場合、システムは、読み出しリクエストが充足される前に、必要 なファイル部分をデミグレーション(de-migrate)させる。 しかしながら、最近アクセスされた記録は、既にハードディスクにあるだろう し、次のとき、即座にアクセスできる。頻繁に必要となる、かかる記録は、ハー ドディスクの全ファイルを保持する必要なく、容易に利用可能である。 本発明の方法は、非活動的しきい値を補助データベースの寿命に増加すること によって、有効に拡張され得る。少数の記録だけが大きいデータベースファイル からアクセスされる場合には、アクセスした記録の全部が、最後のアクセスの日 付とは無関係に、ハードディスク上に保持できる。しかし、アクセスされなかっ た記録は、ディスクのスペースを解放するように、削除できる。この場合、補助 データベースは、最後のアクセスの日付又は日付／時間を収容するのを必要とし ない。長い時間、例えば、月毎において、アクセスしたエリアの全部がミグレー ションされることができ、補助データベースがクリアされる。 本発明の方法は、前記した出願の部分ファイル格納方法とともに、使用され得 る。補助データベースは、ファイルへのアクセスが書き込みアクセスかかどうか を、その場合においてデータが修正され得るのかどうかを、又は読み出しアクセ スだけかどうかを、追加して記録するのが必要とされる。前記の出願の部分バッ クアップ法は、記録が再アクセスできるように有用にしているけれど、ハードデ ィスクのスペースを解放することとは無関係である。図面の簡単な説明 本発明を添付図面を参照して詳細に説明する。 図１は、テープ駆動機構付きのパーソナルコンピュータのブロック図である。 図２は、ファイルへのアクセスを示す図である。 図３は、本発明によるファイルアクセス動作を示すフローチャートである。 図４は、図２と同様な図であって、ハードディスクに保持されるファイル部分 を示す図である。 図５は、本発明によるバックアップ動作を示すフローチャートであって、優先 順位に基づく記憶管理システムによって実行されるものである。 図６は、部分的に記録されたファイルについての読み出しアクセス動作を説明 するフローチャートである。 図７は、従来技術におけるパーソナルコンピュータの動作システムレベルでの 記憶マップの一部を説明する図である。 図８は、本発明の方法における記憶マップの対応する部分を示す図である。好ましい実施例の詳細な説明 図１はパーソナルコンピュータ（ＰＣ）１０を示している。このパーソナルコ ンピュータは、中央処理装置１２と、ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）１４と 、大容量記憶装置であるハードディスク１６とから成っている。そのパーソナル コンピュータには、バックアップ用及び記録用の第二の記録手段を与えるテープ 装置１８が設けられている。 使用時には、ランダムアクセスメモリ１４は、命令を記憶するが、その命令は 、中央処理装置１２に与えられて、その動作を制御する。命令は、動作システム から直接に得られるものもあれば、コンピュータで操作される用途プログラムに よって開始されるものもある。 動作システムは、物理的位置を各データブロックのハードディスク上に記録す るファイル割り当て表（ＦＡＴ）を維持する。更に、動作システムは、各ファイ ルに関連して、記録フラッグを記録する。この記録フラッグは、ファイルが修正 されたときセットされ、そしてファイルがバックアップされたときクリアされる 。現存するバックアップシステムは、記録フラッグを使用して、ファイルが修正 されてバックアップされる必要があるかどうかを決定する。 特定の時間アクセスされないファイルをテープで記録するために、自動的にバ ックアップする優先順位に基づく記憶管理システムを用いる。 本発明の好ましい実施例において、各ファイルに対してどのデータブロックが いつアクセスされたかを示す補助データベースが維持される。その結果、優先順 位に基づく記憶管理システムは、アクセスされなかったブロックを周期的に記録 することができるか、又はそのブロックを周期的に移動することができる。その 後、このブロックは削除されて、そしてそれによって記憶要求が減少する。 １９９５年１月１日に、最初に長さが１２５バイトであって、各々の長さが２ ５バイトの５つの記録媒体を含むファイルを考慮しなさい。その時に、補助デー タベースを開き、ファイルに現存する記録をアクセスし、又はそのファイルに新 しい記録を追加する要求をインターセプト(intercept)する。その要求は、所定 の時間、例えば１９９５年１月１日と４月１０日との間では次のようになる。即 ち、 １９９５年１月２１日ーオフセット１２５に位置し、長さ２５バイトの新たな 記録の追加 １９９５年２月３日ーオフセット２５に位置し、長さ２５バイトの古い記録の アクセス（読み出し） １９９５年２月１５日ーオフセット７５に位置し、長さ２５バイトの古い記録 のアクセス（読み出し） １９９５年４月３日ーオフセット１５０に位置し、長さ２５バイトの新しい録 の追加 要求がインターセプトされたとき、日付、ファイル内の記録の位置、及び記録 の長さは、次のように補助データベースに記録される。 勿論、要求された特定のファイルを識別することが可能でなければならない。 個別の補助データベースが各ファイルに対して保守されるということがここで想 定される。実際には、各サブ−ディレクトリに対して個別の補助データベースを 保守するのが好ましく、その場合にはファイルもまたデータベース内で識別され ることが必要である。しかしながら、これは、補助データベースの数、それゆえ に生成された追加ファイルの数を低減する。原則として、単一補助データベース は、ディスク全体に対して生成することができる。 表１に示した補助データベースに含まれていないファイル・エリアは、全くア クセスされていない。日数(day number)は、単にカウンタであり、任意の開始日 、この場合には１９００年１月１日、から経過した日を表している。より複雑な システムでは、日付及び時間の両方を含むことができる。図２は、読み取られた かまたは書き込まれたファイル・データを表している斜線部分(shaded areas)、 及びアクセスされていないデータを表している白い部分(white areas)を有する 、ファイルを概略的に示す。 アクセスを行うために取られたステップは、それゆえに図３に示すようなもの である。ステップ２０は、アクセスが要求されることを示す。これは、読み取り アクセスまたは書き込みアクセスでありうる。ファイルは、まず、識別され、ス テップ２２、かつ開始オフセット及びアクセス長さが識別される、ステップ２４ 。ステップ２６では、このデータは、表１で上記されたように、データと一緒に 、補助データベースに記憶される。ステップ２６は、補助データベースが冗長情 報を含まないことを確実にする合同動作(consolidation operation)を含むのが 好ましい。例えば、後続アクセスは、先のアクセスを繰り返すかまたは重複しう る。これらのステップが終了した場合、最初に望んだファイル・アクセスが行わ れ、ステップ２８、それによりルーチンが終了する、ステップ３０。 これらのステップは、各アクセスに対して行われ、かつ、従って、４月１０日 まで、ファイルは、長さが１７５バイトでありかつ７つの記録を含み、補助デー タベースは、上記表１のようである。監視期間（７９日）にわたり全くアクセス されない記録は、保管(archiving)に対する明らかな候補である。しかしながら 、最後の６０日内にアクセスされない全ての記録は、保管されるべきであるとい うことが決定されたと想定する。記録は、ファイル全体が二次記憶装置へ移動さ れるべきであるとまず想定し、そして３４７３９またはそれ以上の日数（３４７ ３９は、３４７９９である４月１０日の６０日前である）を有する全ての記録に 対して補助データベースを走査することによって分類される。この基準に合致す る日数を有する記録は、識別されかつそれらを含んでいるファイルのそれらの部 分は、それらが移動の対象でないようにそれに応じて印が付けられる。印が付け られないまま残されたファイルの部分は、それゆえに移動のためにクリアされる 。 １９９５年１月１日と４月１０日の間でアクセスされた４つの記録のうち、１ ９９５年２月１５日及び４月３日にそれぞれ行われた、最後の２つだけが少なく とも３４７３９の日数を有する。従って、二つの最近の記録だけが維持されるべ きであり、ファイルの残りのもの − ０から７４バイト及び１００から１４９ バイトとして画定されたそれらの部分は、移動のために残す。これは、図４に概 略的に示されており、維持されるべき記録は、斜線で示されかつ移動されるべき 記録は、白で示されている。移動用であるべく決定されたファイルのデータ・エ リアは、通常のＨＳＭ手順を用いて二次記憶装置にここで複写される。各記録の 位置及び長さの詳細は、後続の検索を容易にすべくＨＳＭシステムによって保守 される。更に、補助データベースは、３４７３９以下の日数を有する記録の軌跡 を除去すべく編集することができ、それにより補助データベースの大きさの未検 査拡張を防ぐ。 未使用の記録を二次記憶装置に移動することから何らかの利益を得るために、 ディスク上の同じ記録によって占有された空間をフリーに（開放）する必要があ る。効率的には、これは、ファイルを希薄(sparse)ファイルにすることによって 達成することが出来る。換言すると、移動される記録はホール(hole)によって置 き換えられる。ホールはディスク空間を占有しないので、従って、冗長的記録に よって形式的に占められるディスク空間は回復される。最も大きいオフセット値 を有する記録は行なわれていないと仮定すると、ファイルの論理長は、この動作 によっては変更されないが、実際のデータのバイト数が減少され、新しいファイ ルデータ用の空きが作り出される。 希薄ファイルは以下の方法で作成することが出来る。システムはファイル割当 テーブル（ＦＡＴ）を有しており、このＦＡＴで、ディスク空間が２５バイトの ブロックに都合良く割り当てられていると仮定する。従って、７つのブロックが 、１９９５年１０月４月時のファイルの１７５バイトを説明するのに必要とされ る。ファイルは、以下の方法で割り当てることが出来る。 第１エントリは、ディレクトリに記憶される。ディスク上の各ブロックは、フ ァイルの次の部分が見出されるブロックを示すテーブル内のエントリを有してい る。例えば、第２ブロックは、それを、オフセット５０バイトを有するファイル の部分が見出されるべきの場所であるブロック３に結合するエントリを有してい る。７番目のブロックは、単に負のエントリ（−１）を有しており、そのファイ ルのデータを含む最後のブロックであることを示している。この例では、ファイ ルはブロック１乃至７で連続的に記憶されることが都合が良いが、実際には、ブ ロックは、ブロック間にギャップを有して、ランダム順でも同様に上手く割り当 てることが出来る。 割当テーブルは、移動された記録によって使用されたディスク空間を開放する 様に調節する必要がある。換言すると、ファイルのバイド０乃至７４及びバイド １００乃至１４９が削除される必要がある。第１領域は、ブロック１、２及び３ によってカバーされ、第２領域は、ブロック５及び６によってカバーされる。こ れらのブロック内のデータが削除される場合、ファイルの残りのエントリが、一 続きのエントリが保存される様に調整される。修正されたファイルの割当テーブ ルは従って、 ブロック１、２、３、５及び６の各々が、データが現在ないことを示すゼロエ ントリ（０）を有する。修正ファイル割当てテーブルに基づいて、オペレーティ ングシステムは、ファイルに関する最初の割当てブロックが、ロジカルオフセッ ト75で始まるデータを含むブロック４であり、ファイルデータの次の（及び最後 の）ブロックがブロック７に記憶され、ロジカルオフセット150で始まるデータ を含むということを容易に定めることができる。オペレーティングシステムのい くつかは、最初の割り当てられたブロックに関する、このようなシステムにおい てはなくすることのできないロジカルオフセットを記憶しないことに気づかれた い。 削除を行う厳密な方法は重要ではない。重要なことは、ミグレート(migrate) されたブロックにより占有される空間が、ハードディスク上で利用可能とされ、 すなわち、それらを自由に使用できることである。 上述した例においては、説明を簡潔にするために、ブロックサイズ及び読取／ 書込要求が全て25バイトであると仮定され、さらに、この要求が全てブロックの 境界で生じたと仮定された。実際は、割当てブロックサイズは、通常512バイト であり、読取／書込要求の位置及び長さはかなり変化する。全体のブロックだけ がフリー（削除）にされるため、このシステムは、全体のブロックを現すデータ 領域のみがミグレートされ、フリーにされるように実施されなければならない。 大きなファイルは通常、数千ものブロックを占有するために、この効率の減少が 、重要な問題となることは少ない。 上述したステップが、図５のフローチャートに示されている。ステップ４０が 、バックアップ動作の開始を示す。最初に、要求されたファイルがステップ４２ で識別される。それから、補助のデータベースがステップ４４で応答して、特定 の日付よりアクセスされたブロックと、アクセスされてないブロックとを区別す る。ステップ４６においては、特定の日付からアクセスされなかったブロックが 識別される。ここで、実際には、アクセスされてないブロックが、通常のルーチ ンバックアップ動作の一部として既にバックアップされている。通常、これらの ブロックは１回以上バックアップされる。そのために、これらをミグレートした り、再びバックアップしたりする必要性はない。しかしながら、十分なバックア ップがまだ存在しないブロックを第２の記憶装置にミグレートする必要がある。 これらは、タグを付けることによって識別される。ブロックが適切に区別される 限り、 ミグレートされるときにタグを付けられるか、付けられないかは重要ではない。 ステップ４８において、十分な（例えば３回の）バックアップが既に存在するか どうかに関する決定がなされる。もし存在しなければ、ステップ５０において、 タグを付けられたブロックがバックアップされたり、ミグレートしたりする。ス テップ５２においては、アクセスされてないブロック全てに占められる空間が、 システムファイル割当てテーブル（ＦＡＴ）を修正することによって解放され、 ファイルを疎ファイルに変換する。ファイルが既に疎ファイルであるときには、 より多くのホールが加えられる。このルーチンは、ステップ５４で完了する。 最終的な改良は、ファイルに対する次の読取要求を中断し、要求が、ミグレー トしたデータを読み取ろうとしているかどうかを定める。読取要求の中断が行わ れない場合には、オペレーティングシステムがヌルデータを戻すか、疎ファイル ホールを読み取られる場合のエラーを報告する。ミグレートされたデータを読み 取る要求が中断された後、適切な信号が生成され、要求された情報を自動的に復 ミグレートすることができる。個々の読取要求が小さい場合には、実際に必要な データのみが引き出されるため、データを復ミグレートするためにかかる時間は 、ファイル全部の復ミグレートと比べると短い。 この作業は図６に示されている。ステップ６０は、ファイル読出しアクセスの 開始を指示する。図３と同様に、ファイルがステップ６２で識別され、ステップ ６４で開始オフセットと読出し長が引き出される。次に、この作業は、決定段階 ６６に進み、ファイルアロケーションテーブル（ＦＡＴ）をチェックして、読出 しリクエストが、図５のルーチンを用いてミグレート(migrate)されたいずれか １つのブロック、若しくは、複数のブロックにおけるデータを読み出すためのリ クエストであるかどうかを決定する。もし、この質問に対する答えがＮＯの場合 には、その後、この作業は、図３のステップ２６、２８、３０のそれぞれに対応 するステップ７０、７２、７４に進む。しかしながら、この質問に対する答えが Ｙｅｓの場合には、前に述べたように、この作業がステップ７０、７２、７４に 進む前に、必要とされたデータが先ずステップ６８でデ・ミグレートされる。ブ ロック全体をデ・ミグレートする必要はなく、一般には、必要とされた１つのレ コード、若しくは、複数のレコードだけがデ・ミグレートされる。これらは、１ つのブロック内で起こってもよいし、また、２つ若しくは３つ以上のブロックに わたって拡がってもよい。 図３と図６のルーチンは、インターセプトされるべきディスクアクセスを必要 とする。これがどのように達成されるのか図７、図８を参照して説明する。プロ グラムがファイルにアクセスすることを望む場合にはいつでも、それは、データ をディスクに書込むような標準ルーチンを呼び出す。このルーチンは、ＤＯＳオ ペレーティングシステムの場合にはＩｎｔｅｒｒｕｐｔ２１ヘックス機能（hex function）（ＩＮＴ２１ｈ）として知られており、これは、オペレーティングシ ステムに欠くことのできない部分である。ディスク読出しは、ＩＮＴ２１ｈ機能 ３Ｆｈであり、ディスク書込みはＩＮＴ２１機能４０ｈである。ルーチンによっ て実行されるこの動作は、入力時にルーチンへ送られたパラメータに依存する。 このルーチンは、図７に、システムメモリマップでオペレーティングシステムの 一部を形成するＩＮＴ２１ｈとして示されており、このＩＮＴ２１ｈ入力ポイン トは矢印によって示されている。本発明による好ましい方法を実行するため、図 ８に示されているように、付加的なプログラムコードがオペレーティングシステ ムインタフェースレベルで付加される。実際のところ、ＤＯＳ環境においては、 これは、コンピュータ中へ、ＣＯＮＦＩＧ．ＳＹＳファイルを用いてデバイスド ライバとしてロードされ得る。 付加されソフトウェアは、命令の代替セットによって置換され若しくは補足さ れた書込みデータに対する命令に影響を与える。 他のオペレーティングシステムを用いた場合にも、同じような方法でファイル 書込み機能に割り込みをかけることが同様に必要である。熟練したプログラマー は、ＤＯＳオペレーティングシステムに関する上の記述に従って必要なルーチン を準備できるだろう。 より一般的には、上に記述され及び示されたもの以外の多くの代替方法及び他 の方法及び装置で本発明を実施することもできる。 特に、この方法とシステムは、本出願人による上に述べた出願０８／１６５， ３８２の部分的ファイルバックアップシステムと組み合わせることも可能である 。これがなされた場合には、データに対するアクセスを書き留めるために本発明 に 従って使用されるのと同じようにして、同じ補助データベースをデータに対する 変更を書き留めるために使用することができる。違いは、アクセスが読出しアク セスであったか、若しくは、書込みアクセスであったかを補助データベースに記 録することが必要となることだけである。本出願人による以前の出願の部分的フ ァイルバックアップシステムは、その後、補助データベースに対する書込みアク セスに関する入力に応答し、一方、本出願の部分的ファイルＨＳＭシステムは、 読出しと書込みアクセスの両方を考慮する。 他の変形において、このシステムは、補助データベースのライフタイムに対す る不活性スレッショルド（inactivity threshold）を増大させることによって効 果的に拡張される。即ち、図５において、システム４４が変更され、特定された 日付以降にアクセスされ、若しくは、アクセスされなかったブロックを区別する 代わりに、アクセスされたことがある、若しくは、全くアクセスされたことがな いブロック、即ち、補助データベースが最初に作りだされ若しくは満たされた以 降、を区別するようにされる。この場合、補助データベースはもはや、各アクセ スの日付、若しくは、日付／時間を記録する必要がない。 かりにアクセスされなかったとしても、あるファイル部分をミグレートするこ とを所望しない環境も存在し得る。これは、例えば、各ブロックの最初の及び可 能ならば最後のブロックに対して適用され得る。 最後に、本発明が全く新しいオペレーティングシステムで実施されるべき場合 には、原則的には、補助データベースを、ファイルアロケーションテーブル（Ｆ ＡＴ）と組み合わせることができる。しかしながら、通常は、２つ別個のものと して保持しておくのが好ましい。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ， ＤＫ，ＥＳ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，Ｍ Ｃ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ，ＣＧ ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ， ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＫＥ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＺ，Ｕ Ｇ)，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，Ｂ Ｙ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＥ，ＥＳ ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＥ，ＨＵ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ， ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，Ｍ Ｄ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ， ＴＪ，ＴＭ，ＴＴ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＺ，ＶＮ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．ランダムアクセスメモリーと、中央処理装置と、大容量記憶手段とを備える コンピュータシステムに記憶されたデータにアクセスする方法において、 前記ランダムアクセスメモリーに記憶された命令を前記中央処理装置に与え 、少なくとも読出しリクエストを発生することにより、前記中央処理装置が前記 大容量記憶手段に記憶されたデータにアクセスするようにし、前記中央処理装置 は、 アクセスをリクエストされるファイルを識別し、 アクセスが必要な前記ファイルのファイル部分を識別し、 前記ファイル部分にアクセスする、 演算を命令する段階を備え、 アクセスが行われる前記ファイル部分を識別する補助データベースを作る段 階を備えることを特徴とするアクセス方法。 ２．前記ランダムアクセスメモリーに記憶された命令を前記中央処理装置に与え る段階は、書込みリクエスト又は読出しリクエストを発生することにより、前記 中央処理装置が前記大容量記憶手段に記憶されたデータにアクセスするようにさ せることを特徴とする請求項１記載の方法。 ３．前記補助データベースは、さらにアクセスが書込みアクセスか読出しアクセ スか決めることを特徴とする請求項２記載の方法。 ４．前記補助データベースを作る段階は、アクセスが行われる前記ファイル部分 とアクセスが行われる日付又は日付／時間を識別する補助データベースを作るこ とを備えることを特徴とする請求項１または２または３記載の方法。 ５．前記コンピュータシステムは、前記大容量記憶手段上のファイル部分の位置 を決めるファイル割当テーブルを備え、さらに前記ファイル部分が大容量記憶装 置上にあるか決めるため前記ファイル割当テーブルをチェックする段階を備える ことを特徴とする請求項１ないし４のいずれか１項に記載の方法。 ６．前記ファイル部分は前記ファイル割当テーブルで識別された要素ブロックに 対応するブロックであることを特徴とする請求項５記載の方法。 ７．前記コンピュータシステムは、アーカイブされたファイルを記憶する第２記 憶手段を備え、さらに、チェックする段階が前記ファイル部分が前記大容量記憶 装置上にないと決めるとき、前記第２記憶手段から前記ファイル部分を引き出す 段階を備えることを特徴とする請求項１ないし６のいずれか１項に記載の方法。 ８．ランダムアクセスメモリーと、中央処理装置と、大容量記憶手段と、第２記 憶手段とを備えるコンピュータシステムに記憶されたデータをアーカイブする方 法において、 前記ランダムアクセスメモリーに記憶された命令を前記中央処理装置に与え 、前記中央処理装置が前記大容量記憶手段に記憶された選択したデータを前記第 ２記憶手段上にアーカイブするようにし、前記大容量記憶手段上のスペースを開 放させ、 前記中央処理装置は、 アーカイブされたファイルに関連して、アクセスが行われたファイルのファ イル部分を識別する補助データベースを設け、 前記補助データベースからアクセスされたファイル部分を識別し、 すくなくともアクセスされなかったいくつかのファイル部分を前記第２記憶 手段にアーカイブし、 前記大容量記憶手段からアクセスされなかったファイル部分を削除し、前記 大容量記憶手段にアクセスされたファイル部分を保持する、演算を命令する、段 階を備えることを特徴とするアクセス方法。 ９．前記補助データベースを与える段階は、アクセスがなされたことのあるファ イルのファイル部分およびアクセスがなされた日付または日付／時刻を識別する 補助データベースを与えるステップを含み、該識別ステップは、ある指定された 日以後アクセスなされたことのあるファイル部分および前記指定された日以後ア クセスがなされたことのないファイル部分を、前記補助データベースから識別す ることを含み、前記アーカイブする段階は、前記指定された日以後アクセスがな されたことのない少なくともいくつかのファイル部分を前記２次記憶手段にアー カイブすることを含み、前記削除する段階は、前記指定された日 以後アクセスがなされたことのないファイル部分を、前記大容量記憶手段から削 除し、一方、前記指定された日以後アクセスがなされたことのあるファイル部分 を前記大容量記憶手段に維持することを含む請求項８記載の方法。 10．前記アーカイブする段階および削除する段階は、前記指定された日以後アク セスがなされておらず且つ既に所定の回数だけバックアップがなされているファ イル部分をアーカイブし削除することを含む請求項９記載の方法。 11．前記コンピュータシステムは、前記大容量記憶手段におけるファイル部分の 位置を定めるファイル割り当てテーブルを備え、前記削除する段階は、前記ファ イル割り当てテーブルを訂正することを含む請求項８または９または１０記載の 方法。 12．前記ファイル部分は、前記ファイル割り当てテーブルにおいて識別される基 本ブロックに相当するブロックである請求項１１記載の方法。 13．ランダムアクセスメモリと、中央処理装置と、大容量記憶手段と、コンピュ ータシステムに記憶されたデータをアーカイブする装置とを含むコンピュータシ ステムであって、前記データをアーカイブする装置は、 前記ランダムアクセスメモリに記憶された命令を前記中央処理装置へ与えて 、該中央処理装置が少なくとも読取りリクエストを発生することにより、前記大 容量記憶手段に記憶されたデータにアクセスをしようとさせるようにする手段と 、 アクセスが必要とされるファイルを識別する手段と、 アクセスが必要である前記ファイルのファイル部分を識別する手段と、 前記ファイル部分にアクセスする手段とを備えたようなコンピュータシステ ムにおいて、アクセスがなされるべきファイル部分を識別する補助データベース を形成する手段を 備えたことを特徴とするコンピュータシステム。 14．前記ランダムアクセスメモリに記憶された命令を前記中央処理装置へ与える 手段は、前記中央処理装置が書込みリクエストまたは読取りリクエストを発生す ることにより、前記大容量記憶手段に記憶されたデータにアクセスをしようとさ せる請求項１３記載のコンピュータシステム。 15．前記補助データベースは、さらに、前記アクセスが書込みアクセスであるか 、または、読取りアクセスであるかを、定める請求項１４記載のコンピュータシ ステム。 16．前記形成手段は、アクセスがなされるべきファイル部分およびアクセスがな される日付または日付／時刻を識別する請求項１３または１４または１５記載の コンピュータシステム。 17．前記コンピュータシステムは、前記大容量記憶手段におけるファイル部分の 位置を定めるファイル割り当てテーブルを備え、前記データをアーカイブする装 置は、前記ファイル割り当てテーブルをチェックして、前記ファイル部分が前記 大容量記憶手段にあるかを判定する手段をさらに備える請求項１３から１６のう ちのいずれか１項に記載のコンピュータシステム。 18．前記ファイル部分は、前記ファイル割り当てテーブルにおいて識別される基 本ブロックに相当するブロックである請求項１７記載のコンピュータシステム。 19．前記コンピュータシステムは、アーカイブされたファイルを記憶する２次記 憶手段と、前記チェックする段階が前記ファイル部分が前記大容量記憶手段にあ るかを判定するときに、前記ファイル部分の位置を前記２次記憶手段から検索す る手段を備える請求項１３ないし１８のいずれか１項に記載のコンピュータシス テム。 20．ランダムアクセスメモリと、中央処理装置と、大容量記憶手段と、２次記憶 手段と、コンピュータシステムに記憶されたデータをアーカイブする装置とを含 むコンピュータシステムであって、前記データをアーカイブする装置は、 前記ランダムアクセスメモリに記憶された命令を前記中央処理装置へ与えて 、前記中央処理装置が前記大容量記憶手段に記憶された選択されたデータを前記 ２次記憶手段にアーカイブして前記大容量記憶手段のスペースを開放するように する手段と、アーカイブされるべきファイルについてアクセスがなされたことの ある前記ファイルのファイル部分を識別する補助データベースを与える手段と、 アクセスされたことのある少なくともいくつかのファイル部分を前記２次記 憶手段にアーカイブする手段と、 アクセスされたことのあるファイル部分を前記大容量記憶手段に維持しなが ら、アクセスされたことのないファイル部分を前記大容量記憶手段から削除する 手段と、 を備えたことを特徴とするコンピュータシステム。 21．前記補助データベースを与える手段は、アクセスがなされたことのあるファ イルのファイル部分およびアクセスがなされた日付または日付／時刻を識別する 補助データベースを与える手段を含み、該識別手段は、ある指定された日以後ア クセスなされたことのあるファイル部分および前記指定された日以後アクセスが なされたことのないファイル部分を、前記補助データベースから識別する手段を 含み、前記アーカイブする手段は、前記指定された日以後アクセスがなされたこ とのない少なくともいくつかのファイル部分を前記２次記憶手段にアーカイブす る手段を含み、前記削除する手段は、前記指定された日以後アクセスがなされた ことのないファイル部分を、前記大容量記憶手段から削除する一方で前記指定さ れた日以後アクセスがなされたことのあるファイル部分を前記大容量記憶手段に 維持する手段を含む請求項２３記載のコンピュータシステム。 22．前記アーカイブする手段および削除する手段は、前記指定された日以後アク セスがなされておらず且つ既に所定の回数だけバックアップがなされているファ イル部分をアーカイブし削除する手段を備える請求項２１記載のコンピュータシ ステム。 23．前記コンピュータシステムは、前記大容量記憶手段におけるファイル部分の 位置を定めるファイル割り当てテーブルを備え、前記削除する手段は、前記ファ イル割り当てテーブルを訂正する手段を備える請求項２０または２１または２２ 記載のコンピュータシステム。 24．前記ファイル部分は、前記ファイル割り当てテーブルにおいて識別される基 本ブロックに相当するブロックである請求項２３記載のコンピュータシステム。