JPH1055298A - コンピュータのディスクボリュームをバックアップするシステム - Google Patents

コンピュータのディスクボリュームをバックアップするシステム

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JPH1055298A
JPH1055298A JP8264578A JP26457896A JPH1055298A JP H1055298 A JPH1055298 A JP H1055298A JP 8264578 A JP8264578 A JP 8264578A JP 26457896 A JP26457896 A JP 26457896A JP H1055298 A JPH1055298 A JP H1055298A
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JP8264578A
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John E G Matze
イー ジー マッヅ ジョン
Douglas L Whiting
エル ホワイティング ダグラス
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STAC Electronics
Original Assignee
STAC Electronics
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    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
    • G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
    • G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
    • G06F11/1402—Saving, restoring, recovering or retrying
    • G06F11/1446—Point-in-time backing up or restoration of persistent data
    • G06F11/1448—Management of the data involved in backup or backup restore
    • G06F11/1451—Management of the data involved in backup or backup restore by selection of backup contents

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Abstract

(57)【要約】 【課題】 コンピュータディスク装置ボリュームから前
記ボリュームの論理イメージコピーを磁気テープ等のバ
ックアップ媒体へ保存することによりデータをバックア
ップするためのシステムである。 【解決手段】 この論理イメージコピーは障害復旧モー
ドでことなる物理ジオメトリおよび欠陥マップを有する
ディスクボリュームへ後に全体として復元でき、他のバ
ックアップ技術と比較して該障害復旧で必要とされる時
間を有意に減少する。さらに、バックアップ媒体上の論
理イメージコピーは従来のファイル単位のバックアップ
／復元法を使用して実現可能なそれに匹敵する性能で選
択的ファイル復旧も行なえる。バックアップ処理はこの
ような方法で通常は関連する復旧の柔軟性を犠牲にする
ことなく従来の方法より大幅に高速に実行できる。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明はコンピュータのディ
スクボリュームからバックアップ媒体へ高速でデータを
バックアップし、しかるのちデータ紛失または混乱の場
合に前記データの一部または全部を復元するためのシス
テムに関する。
【０００２】
【従来の技術】データおよびプログラムファイル（両者
をあわせて本明細書では以下「データ」と称する）をコ
ンピュータディスクからバックアップするのは年来周知
の作業である。データをバックアップする必要性には２
つの大きな理由がある。第１の理由はディスクハードウ
ェア装置が故障し、ディスク上に記録された有用データ
のどれにもアクセスできなくなる可能性による。この種
の不可坑力の事態は壊滅的障害と称することが多い。こ
の場合バックアップを実行していれば、コンピュータ操
作者は最近のバックアップから全ファイルを「復元」す
るのが一般的である。新型コンピュータディスク装置お
よび制御部は長期間高信頼性を維持できるようになって
いるものの、このような災害の可能性は無視できない。
バックアップを取る第２の理由は利用者が不注意で重要
なデータファイルを消去または上書きする可能性であ
る。この種の問題は壊滅的なハードウェア障害より高頻
度で発生し、コンピュータ操作者は典型的には破壊され
たファイルだけをバックアップ媒体（たとえばテープま
たはフロッピーディスク）から元のディスクへ復元す
る。
【０００３】一般に、バックアップ装置はテープドライ
ブ装置だが、フロッピーディスクドライブ装置およびそ
の他の着脱式ディスクドライブ技術も使用される。テー
プには格納バイト単価が安いという利点があり特に大量
のデータが関与するようとの多くに好適である（たとえ
ばノベル（Novell）社製NetWare ソフトウェアを実行し
ているようなネットワークファイルサーバ等）。しか
し、テープには性能を利用者が受け入れられるようにす
るために解決すべき本質的な制約が幾つかある。第１
に、テープは逐次アクセス媒体であり、無作為的アクセ
スを行なおうとすると（分単位でなくとも）数十秒単位
の時間が必要で、これに対向しディスクドライブ装置で
はミリ秒単位である。第２に、またある程度関連する
が、テープ駆動を停止し小量のファイルをバックアップ
する時間は秒単位で、これもディスクのアクセス時間に
比較して非常に大きい。これらのことから、テープドラ
イブ装置がテープ走行を開始したら、停止、巻き戻し、
または早送り等は非常に大きな時間の損失を招く。つま
り最も望ましいテープドライブ装置の使用方法はストリ
ーム状態を維持することである−−言い換えれば、大量
の逐次データブロックを読み出しまたは書込し続けるこ
とである。
【０００４】この状況において、テープの転送速度と言
う第３の問題が発生する。バックアップシステムで最も
重視されるパラメータの１つは任意のディスクボリュー
ムをバックアップするのに必要な（「バックアップウィ
ンドウ」としても周知の）時間量である。これはマルチ
ユーザシステムまたはネットワークファイルサーバの場
合に特に当てはまり、バックアップを実行する間システ
ムを実質的にシャットダウンすることがある。通常バッ
クアップ時間は利用者にとって最も重要な基準だった
が、これは復元が定義上幾らか特異な状態（復元時間は
なんら問題ではない）であるためである。テープのデー
タ転送速度が低すぎる場合、テープにストリームできる
ように充分なデータをドライブ装置へ供給するのは簡単
だが、バックアップおよび／または復元操作には非常に
時間が掛かる。一方、データ転送速度が高すぎると、デ
ィスクドライブ装置はテープと同調できなくなり、スト
リームに失敗してバックアップ時間が異常に増加する。
ほとんどのディスクドライブ装置はディスク装置から入
力されるデータ転送速度の瞬間的変動によるストリーム
損失を平滑化する目的でメモリバッファを含んでいる
が、このようなバッファは問題を緩和するだけである。
つまり、テープドライブ装置は充分高速であるべきだ
が、速すぎては困り、性能に影響がでる。この平衡状態
は技術的進歩による後述するような問題を発生させるこ
とになる。
【０００５】従来から、ディスクドライブ装置の伝送速
度は市販のテープ装置の伝送速度より大幅に高い。たと
えばＤＤＳ−２フォーマットを使用するＤＡＴ（デジタ
ル・オーディオテープ）４ｍｍテープドライブ装置は固
有伝送速度３６６ｋＢ／秒で、現行のエグザバイト（Ex
abyte ）８ｍｍテープドライブ装置は５００ｋＢ／秒の
伝送速度を有している。これと対称的に、ディスクドラ
イブの最大伝送速度は３〜５ＭＢ／秒に達するものも稀
ではない（この数値は後述するようなシーク潜時を考慮
していない）。しかし、テープドライブ技術の最近の進
歩でテープ伝送速度が高速化している。たとえば、現行
のクアンタム（Quantum ）ＤＬＴ（デジタル・リニアテ
ープ）ドライブ装置の伝送速度は１．２５〜１．５ＭＢ
／秒を達成し、次世代の４ｍｍおよび８ｍｍテープドラ
イブ装置は現行能力を実質的に越える伝送速度と言われ
ている。
【０００６】残念ながら、従来のバックアップ技術を使
用する場合、該テープ技術の進歩は必ずしも良いニュー
スとは言えない。ほとんど全ての一般的バックアッププ
ログラム、たとえばシャイアン（Cheyenne）社製ArcSer
veやアルカダ（Arcada）社製のBackup Exec 等はファイ
ル単位で機能する。言い換えれば、バックアップ処理
中、バックアッププログラムはディスクからテープへ１
度に１つづつファイルを複写する。この方法ではディス
ク上で連続していないようなそれぞれのファイルの断片
をテープ上に記録される単一の連続ブロックに集約し、
将来の復元処理を簡略化また高速化する。この方法の１
つの利点は、オペレーティング・システムがことなるコ
ンピュータ間でファイルが転送できるようなフォーマッ
トでテープ上にデータを記録することである。現行技術
では、完全バックアップ（即ちディスク上の全ファイル
のバックアップ）のためにネットワーク・サーバ上でフ
ァイル単位のバックアップを行なうと１夜で利用できる
時間を越える時間が掛かることも稀ではない。幸いに
も、ファイル単位バックアップの重要な利点は「インク
リメンタル（増分）」バックアップが比較的簡単に実行
できることで、最後のバックアップ以降に変更されたフ
ァイルだけがテープに書き込まれるつ上変更ファイルは
ディスク内容全体の僅かな部分でしかないので、増分バ
ックアップは比較的迅速に完了でき、ほとんどのオペレ
ーティング・システムでは「保存ビット」を保持してい
るので、これを用いて簡単にそれぞれのファイルが変更
されたか否かを表わすことができる。典型的な計画では
週に１回完全バックアップを実行し（ネットワークファ
イルサーバでは終末にかけてが多い）、毎日増分バック
アップを行なってバックアップウィンドウを最小限に留
める。初期の完全バックアップと膨大な増分バックアッ
プの組から現在のファイル内容を復元するのは非常に時
間の掛かる作業であるから、完全バックアップをかなり
定期的に実行する必要がある。
【０００７】ファイル単位のバックアップでそれぞれの
ファイルが開かれてディスクから読み出されると、コン
ピュータのオペレーティングシステムのファイルシステ
ム要素が各段階に関連し、オーバヘッド時間を付加す
る。悪いことに、一般にファイルは、ディスク上の物理
的ロケーションに対して最適な順序でディスクから取り
出されない。つまり、ディスクヘッドを移動してファイ
ル内容を読み出すのに必要なディスクシーク時間のため
ディスクからの総合データ転送時間が有意に低下する。
特に小さいファイルの場合には実際にデータを読み取る
よりも正しいロケーションにヘッドを移動するのに非常
の多くの時間が消費される。結果として、ディスク装置
は生の（即ちシーケンシャルな）伝送速度が数メガバイ
ト／秒であるのに対し、ファイルシステム・ソフトウェ
アとディスクのシークに係るオーバヘッドが影響する
と、平均ディスク読み出しデータ転送速度はテープドラ
イブ装置の速度以下まで簡単に低下し、ストリームを失
敗させる原因となり、実質的にバックアップ処理を低速
化する。逆説的な結果だが、テープのデータ転送速度が
２倍になると現実的にはバックアップ時間が大幅に延長
する。テープドライブ装置の伝送速度の増加がディスク
装置のシーク時間の短縮より速いのが現在の傾向で、フ
ァイル単位のバックアップ方法が将来的にテープドライ
ブ装置へのストリームを行なうのは次第に困難になる。
たとえば、クワンタムＤＬＴドライブ装置を使用するNe
tWare サーバでシャイアンArcServeを使用すると、本来
なら毎分９０ＭＢを記録できるが、典型的には理論速度
の数分の一でしかないスループットとなる。これはテー
プドライブ装置がストリームするのではなく頻繁に停止
と起動を行なうことを意味している。
【０００８】バックアップ時間を最小限に抑えるために
過去に用いられてきた別のバックアップ方法はファイル
単位ではなく「イメージ」としてのバックアップを実行
することである。この方法では、ディスクイメージはセ
クタ単位で逐次読み出されるので、ドライブ装置の定格
スループットと一致するディスク転送時間が得られ、こ
れは現行のテープドライブ技術より高速であり、この速
度面での利点は技術的進歩があっても維持できると思わ
れる。過剰なファイルシステム・ソフトウェアのオーバ
ヘッドがなく、また余分なディスクヘッドの移動のな
い、イメージバックアップではテープドライブ装置への
ストリームを簡単に維持できる。しかし、幾つかの明白
な理由からイメージバックアップは一般化しなかった。
【０００９】イメージバックアップに伴う歴史的な重大
問題の１つは、復元の唯一の選択肢がイメージ復元だけ
しかなかったことで、これはディスクイメージ全体をテ
ープからディスクへ書戻すことである。このような方法
は壊滅的障害の場合には有効だが、もっと一般的な復元
目的、すなわち逸失または混乱したファイル数個のコピ
ーの復元では、極めて不便である。このような部分的復
元を実行するには、全く受け入れられないことだが利用
者が既存のディスク全体を上書きするか（バックアップ
以降に変更された全てのファイルを含む）、またはイメ
ージを復元できるだけの余分な空きディスク装置を用意
しなければならないがこれは高価で非現実的なことが多
い。明らかに、完全なイメージ復元はファイル単位のシ
ステムで選択的にファイルを復元するより、相当に長い
時間が掛かる。また、イメージを復元しようとするディ
スクは元のディスクの欠陥マップと同一の（またはその
サブセットと同一の）欠陥マップを有している必要があ
る。最近のディスク装置の大半はドライブ装置内部であ
る水準の検出マッピングを実行するが、この方法は製造
時テスト以降に発生する欠陥（たとえば輸送中）全部を
処理できず、このような欠陥のマッピングは通常はオペ
レーティングシステムのファイルシステムコードが処理
している。多くの場合イメージ復元ソフトウェアは元の
バックアップディスクと復元ディスクの物理的ディスク
ジオメトリを一致させる必要があったが、ディスクドラ
イブ装置の容量（したがってジオメトリ）が急激に変化
しているため同一のディスクを購入できないこともあっ
て、壊滅的障害の場合にはこれも問題となる。
【００１０】別の問題は、結果的にまた幾つかの理由か
らイメージバックアップの速度がファイル単位のバック
アップの速度より必ずしも高速ではないと言うことであ
る。たとえば、典型的なイメージバックアップでは、増
分バックアップが実行できないので、それぞれのバック
アップセッションが完全イメージバックアップとなり、
ファイル単位の増分バックアップより低速になることが
ある。また、ディスクが部分的にしか使用されていない
場合イメージバックアップは大量の「未使用」ディスク
セクタをテープへ書き込むのでファイル単位のバックア
ップより低速になり得る。さらに重要なことは、これま
でテープドライブ装置の伝送速度が非常に低速でファイ
ル単位のバックアップではテープにストリームできない
ことが多く、ファイル単位のバックアップに対する大き
な反論が排除されていた。
【００１１】テープイメージをディスクドライブとして
「マウントする」ことでイメージバックアップからファ
イル単位の復元ができるような試みも幾つかなされてき
た（読み出し専用モードが多い）。このような幾つかの
製品が商品化されたが市場にはほとんど受け入れられて
いない。これは主としてディスクの制御およびディレク
トリ構造を読み出す場合に効いてくるテープのシーク時
間がディスクドライブ装置の速度と比べて耐えがたい程
遅いためである。これらの構造は一般にディスク上で物
理的に連続しておらず、ディスク上のディレクトリ構造
を解析する際にはミリ秒単位の時間が掛かるが、同じ動
作をテープイメージ上で実行する場合には同じ不連続性
で数十秒の時間が掛かる。
【００１２】最近になって、１つのソフトウェアバック
アップ製品であるコロンビア・データシステムズ（Colu
mbia Data Systems ）社製SnapBack（LANTimes１９９５
年２月１３日号、８９ページ参照）は利用者にもっと受
け入れ易いイメージバックアップの作成を試みている。
この製品は１つまたはそれ以上の物理ディスクパーティ
ションのテープへのイメージバックアップを実行し、後
に同じ（またはもっと大きな）パーティションへのイメ
ージ復元を行なうことができる。SnapBackはMSDOS オペ
レーティング・システム上でバックアップと復元を実行
するが、NetWare サーバコードを利用者が選択した時刻
にシャットダウンしてMS-DOSへ抜け、バックアップを実
行してからNetWare に戻るようなNetWare 用スケジュー
ラも含んでいる。パーソナル・コンピュータ上のそれぞ
れのハードディスクは典型的にはディスクの第１セクタ
上にパーティションテーブルを含み、これでディスク上
の物理パーティション全部のロケーション、容量、およ
び種類を識別している。ＩＢＭ互換機パーソナル・コン
ピュータでは、これらのパーティション形式にはMS-DOS
のＦＡＴパーティション、ノベルNetWare パーティショ
ン、OS/2のＨＰＦＳパーティション、マイクロソフトWi
ndowsNT のNTFSパーティション、Unixパーティション等
が含まれる。SnapBackはこれらのパーティション形式を
バックアップできると主張し、物理ディスクセクタを読
み取りこの「イメージ」をテープへ保存することにより
物理的水準で動作する。
【００１３】復元では、SnapBackは典型的な完全イメー
ジ復元機構を含み、欠陥マップの問題が付随するとして
も、復元先ディスクがバックアップ元ディスクと異なる
物理的ジオメトリを有することができる（バックアップ
元より小さくないこと）としている。SnapBackは何らか
の種類の増分バックアップを実行する方法を含まない
が、ノベルNetWare パーティションのイメージテープを
読み取り専用ドライブ装置として「マウント」できる機
能を含んでおり、利用者は復元目的でテープ上の個別の
ファイルへアクセスすることができる。
【００１４】SnapBackの動作の物理的特性から広範なオ
ペレーティング・システムのディスクパーティションの
方式にしたがって機能できるが、オペレーティング・シ
ステム固有の知識が欠除していることでも機能性に幾つ
かの制約を付加している。たとえば、SnapBackを使用す
るには、バックアップ処理中オペレーティングシステム
（たとえばNetWare ）を完全にシャットダウンしなけれ
ばならず、多くの利用者にはこれは受け入れられない。
さらに、SnapBackは論理的水準ではなく物理的水準で動
作するため、パーティション内に含まれる論理情報は無
視される。つまり、バックアップ処理はディスクがほと
んど空いていてもディスクイメージ全体をバックアップ
するので、大幅に性能が低下する。また、テープイメー
ジのマウント機構は前述したような性能上の重大な問題
に悩まされる。この場合、マウント処理中に、NetWare
が実際にディスク全体についてディレクトリと制御構造
の組全部を読み込もうとすることから悪化してしまう。
このような構造はディスク上で連続するとは保証されな
いので、テープからのマウント処理に数十分も掛かるこ
とも稀ではなく、利用者が数個のファイルを復元するの
が所望の場合には特に悪化する。事実、マウントに掛か
る時間は完全なイメージ復元に必要な時間より相当に長
い。
【００１５】SnapBackのイメージバックアップの物理的
特性に起因する別の制約は、複数の物理ディスクからな
るセグメントに分割されている（ボリューム容量と性能
を向上させるために一般に用いられる構成）NetWare ボ
リュームは物理的に同一のディスクの組への場合を除き
簡単に復元できない。これはNetWare のディスク構造に
含まれる論理および物理ポインタがセグメントの存在す
る位置を指定しているためと、SnapBackがこのようなポ
インタを無視するためである。同様に、多セグメントボ
リュームはSnapBackでのファイル単位復元用にマウント
できない。このような制約は、現在までに最大規模のフ
ァイルサーバ導入実績を有し巨大なネットワークバック
アップソフトウェア市場を形成しているNetWare 市場に
おいては非常に重篤である。SnapBack製品はイメージバ
ックアップにおいて幾つかの有意な利点を含むものの、
利用者に受け入れられるようになるには幾つかの巨大な
障害を乗り越えなければならない。
【００１６】つまり周知のバックアップ戦略は２種類存
在している。ファイル単位のバックアップは使い易さの
特徴が広く受け入れられているが性能は技術進歩にあわ
せて維持するのが極めて難しくなりつつある。またイメ
ージバックアップは性能が技術的進歩に対応できるもの
の前述したような理由から市場からはほとんど全面的に
排除されている。
【００１７】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的はイメー
ジバックアップに歴史的に関連する問題を克服し、新型
高速テープ装置がバックアップ処理中にストリームでき
るようにし、利用者が復元処理の柔軟性または性能で妥
協を強いられないようにすることである。
【００１８】
【課題を解決するための手段】本発明のバックアップ処
理は「論理」セクタの水準でバックアップ元ディスクか
らセクタを読み出し、準拠するディスクの物理的特性ま
たはそのインタフェースに対する依存性を除外する。セ
クタは逐次的に読み出されるので、本発明を使用して実
行されるバックアップは超高速テープ装置のストリーム
を確保するのに充分高速なデータ転送速度を維持でき
る。システムはバックアップ操作中にシャットダウンす
る必要がない。本ソフトウェアによりオペレーティング
・システムおよびファイルシステムが動作継続可能で、
ディスクボリュームの一部へのアクセスが一時的に遅延
される。バックアップ処理中、書き込みのために開けら
れた全ファイルについての記録を保持するが、これらの
ファイルは復元時に一貫性のある情報を含まない可能性
があるためである。論理セクタを保存することによって
バックアップイメージはオペレーティング・システムの
ファイルシステムソフトウェアで実行される欠陥管理が
利用でき、後に異なる欠陥マップを有するディスクへ論
理イメージを復元することができる。本発明で論理セク
タを使用する別の利点は複数の物理ディスクセグメント
にまたがるディスクボリュームが単一の論理イメージと
して保存され、全く別の物理ディスク構成へ容易に復元
することができる。さらに、ディスク上のボリュームフ
ォーマットを理解することで、バックアップソフトウェ
アはディスク上の未使用または消去領域を除外してバッ
クアップ時間を有意に低減することができる。
【００１９】本発明のバックアップイメージは論理イメ
ージをディスクへ完全に復元することによって復元でき
るが、バックアップテープを直接読み出し専用ボリュー
ムとしてマウントすることもできる。マウント処理に必
要な時間は、ボリューム制御およびディレクトリセクタ
をテープ先頭に保存することで実質的に低減され、マウ
ント完了には１回のテープシーク動作だけしか必要とし
ない。本発明のバックアップ処理では、ディスク上のボ
リュームフォーマットを理解することでどのセクタをテ
ープ先頭に含める必要があるか決定し、または疑似ボリ
ューム技術を使用してディスク上のボリュームフォーマ
ットについての知識を有さなくとも自動的にこのセクタ
の組を決定できる。
【００２０】増分イメージバックアップは完全イメージ
バックアップの機能性と能力を全部サポートしており、
本発明の一環としても実行できる。ソフトウェアモジュ
ールを常時常駐させておきディスクボリュームのどの部
分が更新されたかを監視し、これによりディスクボリュ
ームの変更された部分だけをバックアップすることがで
きる。この方法はほとんど変更のないボリュームでのバ
ックアップを高速化するものである：テープ伝送速度に
より制限されるのではなく、（典型的にはもっと高い）
ディスクの転送速度で制限される。別の実施例において
は、チェックサム法をディスクセクタの内容について適
用し、常駐ソフトウェアを必要とするとなしに検索され
る
【００２１】
【発明の実施の形態】本発明の好適実施例はノベル（No
vell）社製NetWare オペレーティング・システムを実行
しているファイルサーバ用のバックアップソフトウェア
・パッケージである。NetWare はこれまでネットワーク
ファイルサーバとして最大の導入実績があり、NetWare
用バックアップソフトウェアの市場はそのため実質的で
ある。しかし以下に説明する一般的技術は他のオペレー
ティングシステム、たとえばマイクロソフト社製Window
sNT 、ＩＢＭ社製OS/2、MS-DOS（または互換性のあるオ
ペレーティング・システム、以下では一般的にDOS と称
する）等にも容易に応用することができるので、本明細
書の議論は何らかの特定のオペレーティング・システム
またはファイルシステムに本発明の範囲を制限する意図
のものではない。
【００２２】１．NetWare ファイルシステム 好適実施例において、ファイルサーバは１つまたはそれ
以上の物理ディスクならびにテープ駆動装置が接続して
ある。図１に図示してあるように（図面には典型的なNe
tWare ディスクドライブの配置が図示してある）、NetW
are システムにおいては、それぞれの物理ディスク装置
はディスクの第１セクタ（群）に配置されるのが典型的
な物理パーティションテーブル１００を含む。このテー
ブルはそれぞれのディスク上に配置された物理パーティ
ションを、開始点、容量、およびパーティション形式
（たとえばDOS 、NetWare 、等）を含めて識別する。Ne
tWare サーバでは、システムは第１にDOS ディスケット
またはハードディスク上のブート可能なDOSパーティシ
ョンからブートする。DOSがブートしてから、NetWareサ
ーバコードがDOS アプリケーションとして読み込まれ、
コンピュータ全体を占有し、DOS から実質的に制御を奪
い取る。NetWare は次にディスクおよびテープ駆動装置
のセクタ読み取りおよび書き込みを行ない、NetWare パ
ーティション（群）１０２に見つかった全てのNetWare
ディスクボリュームをマウントし、ネットワーク上でフ
ァイルサービスを提供するドライバを含めてこれのデバ
イスドライバを読み込む。
【００２３】NetWare は現在物理ドライブ装置あたり１
つだけの物理NetWare ディスクパーティション１０２し
か許容していない。この物理パーティションは２つの論
理領域に分割される。第１の領域１０３は「ホットフィ
ックス」セクタを含む。これは主データ領域の不良セク
タに代替するために予約してあるセクタで典型的には物
理パーティション全体の数パーセント（１〜２％）から
構成される。第２の領域１０５は物理パーティションの
残りの部分を含みボリュームデータを記録するために使
用される。NetWare ディスクへの書き込みが発生するた
びに、オペレーティング・システムはディスクへの検証
付き物理書き込み動作を実行する。検証に失敗した場
合、ディスクの不良部分はホットフィックス領域１０３
の一部を割り当てて論理レベルでこれに代替することに
よって除外される。明らかに、時間の経過につれて充分
なディスクの欠陥が発生した場合にはホットフィックス
領域の未使用セクタの予備を使い果してしまうことにな
りかねないが、推定ではノベルが充分な経験からこのよ
うな事故が極めて希になるようにホットフィックス領域
へ割り当てる適切な量を選択している。
【００２４】ディスクの不良領域を動的に代替するこの
技術は性能上僅かなコストしか掛からないが、これは検
証パスがディスクヘッドの余分な回転を必要とするもの
の、幾つかの顕著な利点を有していることによる。第１
に、NetWare の古いバージョンでは必要とされていたよ
うな、現在の（および将来の）ディスクの欠陥を除外す
るための試運転延長期間がなくとも、新規のNetWare パ
ーティションを即時に高信頼性で使用できる。第２に、
セクタが少くとも１回ディスクからの読み出しに成功し
たことが保証されているので後続の読み出し時に発生す
る障害の（すでに低い）確率を有意に減少する。さら
に、前述したような性能上の不利も、ほとんどのディス
クアクセスが読み取りであることから緩和され、書き込
み動作を実質的に低速化することからのオーバヘッドが
さほど目立たなくなる。
【００２５】図１に図示してあるように、NetWare パー
ティション１０２の主ボリューム領域１０５は複数のセ
グメント１０６（現在ではNetWare パーティションあた
りＭ＝８セグメントまで）に分割できる。ボリュームは
１つまたはそれ以上のセグメントに存在し、ボリューム
およびセグメントの間のマッピングはボリュームテーブ
ル１０４で設定され、ボリュームテーブル１０４は主ボ
リューム領域１０５の先頭に存在する。システム内に複
数の物理ドライブ装置が存在し、それぞれが複数セグメ
ントを含むNetWare パーティションを有することがある
ので、NetWareボリュームは物理ドライブ駆動装置にま
たがるように簡単に拡張できる。NetWare は既存のボリ
ュームを他のセグメントに拡張できるようなユティリテ
ィを有しているので、新規ディスクドライブ装置を追加
して、既存のボリュームをそれ自体のホットフィックス
領域を有している新規ディスクドライブ装置へと拡げる
のがかなり容易（かつ極めて一般的）である。
【００２６】NetWare ボリュームテーブルのフォーマッ
トは目下のところノベルから文書化されていないが、ノ
ベルは近い将来に文書化すると表明している。この構造
の正確なフォーマットが図１０に図示してあり、これは
ノベル者技術者からの支援とともに論理パーティション
の内容を検証することによって本発明の開発中に決定さ
れたものである。Ｃ＋＋言語の構造体ステートメントと
してて意義を行なっており、２重スラッシュ（／／）は
行末までのコメントを表わす。定義は３００でVOLUME＿
TABLE ＿ENTRY アレイ（３１９）から開始する。ボリュ
ームヘッダは単一セクタ（５１２バイト）であり、これ
は３１９で示したように、８つまでのレコードから構成
されるアレイである。それぞれのレコードは１つの論理
ボリュームの１つのセグメントを記述している。ボリュ
ームヘッダは論理パーティションで論理セクタ番号１６
０に配置され、堅牢にするためこれ以降３２セクタ間隔
でさらに３回複製される。NameLen フィールド３０１は
Nameストリング３０２の長さを格納し、このストリング
はボリューム名でボリューム全体にわたって独自のもの
でなければならない。Syncフィールド３０４とFlags フ
ィールド３０８は本発明では使用されない。NameOfSegm
entsフィールド３０５はそのボリュームに何個のセグメ
ントが含まれるかを表わす。SegmentPosition フィール
ド３０６はボリュームのどのセグメントがこのエントリ
に記述されているかを表わす。ここの値がゼロだと任意
のボリュームの第１のセグメントを表わし、値１は第２
のセグメントを表わす、等となっている。StartingSect
orフィールド３０９はパーティション内のどの物理セク
タ番号がこのセグメントの始めに対応するかを表わす。
SectorInSegment フィールド３１０はこのセグメント内
のセクタ数を含む。FirstBlockInSeg mentフィールド３
１２はこのセグメント内に含まれる第１の論理ブロック
番号を表わす。残りのフィールドは任意のボリュームに
含まれるそれぞれのセグメントのエントリについて全て
同一である。BlockShiftFactorフィールド３０５はボリ
ューム内の論理ブロックあたりのセクタ数の２を底とす
る対数である。BlocksInVolumeフィールド３１１はボリ
ューム内のブロック総数を表わす。FirstPrimary FATBl
ock ３１３はボリューム内のどの論理ブロックがそのボ
リュームの第１のＦＡＴブロックを含むかを表わす。Fi
rstMirrorFATBlock フィールド３１４はＦＡＴのミラー
コピーの開始を表わす。同様に、FirstPrimaryDirector
yBlockフィールド３１５はそのボリュームのディレクト
リブロックの開始を表わし、FirstPrimaryDirectoryBlo
ckフィールド３１６はディレクトリブロックのミラーコ
ピーの開始を表わす。これらのフィールドは全部パーテ
ィション上の全ボリュームのセグメントならびにＦＡＴ
とディレクトリブロックの連鎖を識別するために簡単に
使用できる。
【００２７】論理レベルで、NetWare はそれぞれのボリ
ュームをセクタの直線的グループとみなしている。この
レベルではセグメントへのボリューム一部のマッピング
とホットフィックス領域１０３への欠陥マッピングは透
明である。好適実施例はこの論理レベルで内部的にNetW
areコールを使用して（LogicalPartitionIO ）セクタ読
み込みおよび書き込みを実行している。
【００２８】この論理レベルでは、周知のDOS ＦＡＴと
同様の趣旨のファイルアロケーションテーブル（ＦＡ
Ｔ）を用いてボリュームのどの論理ブロックが現在使用
中かを記録する。ボリューム内の全空間は、DOS のクラ
スタと類似のブロックとして割り当てられる。ブロック
はＭセクタの論理的に連続した組で、Ｍは常に２の倍数
となるように選択する。典型的なブロックの大きさは８
セクタ（４０９６バイト）から１２８セクタ（６５５３
６バイト）の範囲をとる。ＦＡＴがボリューム先頭に記
録された一定の大きさのテーブルであるDOS とは対称的
に、NetWare のＦＡＴはそれ自体がボリューム全体でブ
ロックに分散しており、ＦＡＴエントリを用いて相互に
リンクされている。ボリュームのそれぞれのセグメント
はそれ自身のブロックを管理するのに充分なＦＡＴブロ
ックを含み、既存のボリュームから新規セグメントへの
簡単な拡張ができるようになっている。データの一貫性
の目的で、ＦＡＴの複数コピーが記録される。それぞれ
のセグメントのボリュームテーブルエントリはそのセグ
メントの第１のＦＡＴブロックへのポインタを含むが、
そのボリュームの全てのＦＡＴブロックはＦＡＴエント
リを経由して１つのチェーンに互いにリンクされてい
る。つまり、ＦＡＴの空間はＦＡＴ自体がファイルであ
るかのように効果的に割り当てられている。
【００２９】図２はNetWare のＦＡＴエントリテーブル
のサンプルを示す。それぞれのＦＡＴエントリは８バイ
トから構成される。第１の４バイトはＦＡＴエントリの
シーケンス番号１１０、または関連ブロックのファイル
内のブロック番号を表わす。通常は、これらのシーケン
ス番号はそれぞれのファイルのＦＡＴチェーン内の順次
ブロックについて逐次的（０、１、２、．．．）だが、
低密度ファイルを使用する場合にはエントリ１１４で表
わしたように逐次的でないこともある。第２の４バイト
はDOS のＦＡＴエントリにさらによく対応し、このファ
イル内の次のＦＡＴエントリのブロック番号１１１を含
む。ＦＡＴエントリ内のゼロ１１２は関連ブロックが割
り当てられていない（即ち利用可能である）ことを表わ
し全ての値が１（１６進数0xFFFFFFFF）１１３はこのフ
ァイルについてのＦＡＴチェーンの終端を表わす。
（注：NetWare 4.x ではサブブロック割り当ても使用し
てファイルの最終ブロック内の未使用（「あまり」）空
間を最小限にしている。これはエントリ全体を0xFFFFFF
FFとすることなく次のブロック番号の最上位ビットをセ
ットすることで表わしている。残りのビットは最後の部
分ブロックがどこに記録されているかを表わす。われわ
れの目的では、このことはセットしてある次のブロック
番号の上位ビットで、問題のブロックが使用中でありＦ
ＡＴチェーンの終端にあることを示すことを知る以外に
は関係がない）。
【００３０】ファイルとサブディレクトリのディレクト
リエントリもブロックに記録される。それぞれのディレ
クトリエントリはファイル名、大きさ、およびボリュー
ムディレクトリツリー内の位置を表わすポインタを含む
その他の属性を含む。全てのディレクトリブロックはデ
ィレクトリブロック自体がファイルであるかのようにＦ
ＡＴエントリを用いて相互にリンクされている。ボリュ
ームの第１のセグメントについてのボリュームテーブル
エントリはボリュームの第１のディレクトリブロックの
論理ブロック番号を含む。
【００３１】ボリュームの第１セグメントについてのボ
リュームテーブルエントリを読み取り、次にＦＡＴエン
トリを用いてそれぞれのブロックの組について唯一リン
クされているチェーンをたどることでボリューム全体の
ＦＡＴとディレクトリエントリブロックの両方を識別す
ることができる。あるボリュームをマウントした時に、
NetWare はまさにこれを実行する。ＦＡＴ全体をメモリ
内に読み込み、次にディレクトリブロック全体を読み込
み、ボリューム構造の一貫性についてチェックを行な
う。マウント処理中に問題が見つかった場合、NetWare
はシステム管理者に対してボリュームのマウントを行な
えるようにするため修復ユティリティ（VREPAIR ）を実
行すべきであることを通知する。ディレクトリブロック
はメモリ内にキャッシュされるが、１度に全てメモリ内
に格納する必要はない。
【００３２】２．バックアップ 好適実施例のバックアップソフトウェアはNetWare ロー
ダブルモジュール（ＮＬＭ）として付属のディスクドラ
イバとともに実行する。NetWare コンソールからまたは
ネットワーク上のワークステーションで実行しているア
プリケーションから、予めバックアップ動作をスケジュ
ールに組み込むか、または即時バックアップを手動で起
動するかのいずれかにより、バックアップを実行する時
期をユーザが指定する。ＮＬＭはそれぞれの物理パーテ
ィションをテープに（または何らかの使用するバックア
ップ媒体に）バックアップする。多くの場合、ディスク
は小さいDOS （ブート）パーティションとこれに続くNe
tWare パーティションを含む。ブート装置以外の物理デ
ィスク装置は一般にNetWare パーティションのみを含
む。
【００３３】稀ではあるが、他の種類のディスクパーテ
ィション（たとえばOS/2のHPFS、Windows のNTFS）がNe
tWare ドライブ装置上に存在させることも可能である。
好適実施例はこのようなパーティションで「ダム」（即
ち従来方式の）イメージバックアップを実行し、そのパ
ーティションに関連のある本来のオペレーティング・シ
ステムまたはファイルシステムについての何らかの知識
を使用しないので、従来のイメージバックアップに付随
する問題全部を有している。好適実施例においてこの制
約は正しい決定として受け入れられるが、これは単に、
このようなパーティションがNetWare 環境では稀であり
商業的にほとんど関心が持たれないであろうためだが、
所望であれば本発明の技術をこれらその他のパーティシ
ョン形式に応用することもできる。
【００３４】DOS のＦＡＴパーティションがドライブ上
に存在する場合、好適実施例ではイメージバックアップ
を用いてバックアップされる。次の称で説明するよう
に、この方法は故障したディスクドライブ装置の両方の
パーティションの完全な復元を大幅に簡略化するもの
で、NetWare システムにおいては他の方法では非常に苦
痛で時間の掛かる処理である。別の実施例では、DOS パ
ーティションをファイル単位でバックアップすることが
できる。
【００３５】好適実施例において、それぞれのNetWare
ボリュームは単一の論理イメージとしてバックアップさ
れる。ボリュームテーブルを読み込み解釈してどのセグ
メントがそれぞれのボリュームに対応するかを解析し、
またボリュームテーブルはテープの先頭にも保存して所
望であれば全く同一の物理セグメント／ボリューム構成
への復元も可能である。しかし、それぞれのボリューム
イメージをそのイメージを保持する充分な空間のある何
らかの物理ディスク構成に独立して復元することも可能
である。それぞれのボリュームは論理セクタを読み出す
内部NetWare コール（LogicalPartitionIO）を経由して
読み出されるので、NetWare がホットフィックスマップ
を自動的かつ透過的に使用して、（通常は）エラーなし
で何らかの物理的欠陥に無関係のイメージを提示する。
【００３６】バックアップイメージを次にマウントする
のに必要な時間を最小限に抑えるために、ボリュームの
論理セクタ画像はテープ上に直線的セクタの順番では記
録されない。その代わり、図３に図示したように、NetW
are がマウントを実行するのに必要な全ての論理セクタ
がテープ上のボリュームイメージの先頭でＦＡＴ／ディ
レクトリヘッダ１２２に保存される。これらのセクタ、
ならびにバックアップ時刻等のその他の情報を識別する
制御情報１２０はヘッダに続けて書き込まれる。ＦＡＴ
／ディレクトリヘッダ１２２に保存されたセクタの組は
ボリューム内のＦＡＴブロックとディレクトリブロック
全部を含む。これらのブロックは、ボリュームの第１の
ＦＡＴおよびディレクトリブロックへのポインタを含む
そのボリュームの第１のセグメントについてのボリュー
ムテーブルエントリを読み込むことで識別され、後続の
ＦＡＴおよびディレクトリブロックを識別するＦＡＴチ
ェーンが続く。実際には、NetWare はＦＡＴおよびディ
レクトリブロック両方の複製（「ミラー」）コピーを保
存するが、これらのミラーコピーはヘッダに含まれず、
むしろ主ボリュームデータの一部としてバックアップさ
れる。このヘッダの後に、ファイルデータ１２３を含む
残りの論理セクタの一様に増加するセクタの順序で追加
される。
【００３７】好適実施例において、どの場合にも全ての
論理セクタがバックアップイメージ内のどこかにかなら
ず含まれるのではないことに注意する。たとえば、部分
的に満杯のボリュームのバックアップ時間を減少するた
め、初期設定で好適実施例は何のファイルデータも含ま
ない、たとえば図３の１２４のような論理ブロック（し
たがって関連する論理セクタ）を除外する。「からの」
ブロックはＦＡＴを走査してどのＦＡＴエントリがゼロ
かを調べることで識別される。所望ならユーザはこの動
作を無効にしてバックアップに全てのセクタを含めるよ
うに強制することもできる。同様に、好適実施例では、
バックアップソフトウェアは一時的にNetWare が保持し
ている消去ファイルのディレクトリエントリを走査す
る。このような消去ファイルに関連するデータブロック
たとえば１２５等はユーザが初期設定動作を取り消さな
い限り、バックアップ時間を最小にするためバックアッ
プイメージから排除される。
【００３８】ブロックがテープ上で論理的に配列されて
いないので、ブロックマップテーブル１２１はＦＡＴ／
ディレクトリ情報を用いて予め計算され、論理ブロック
あたり１つのエントリとしてヘッダといっしょに記録さ
れる。このテーブル内のそれぞれのエントリ１２６はバ
ックアップイメージ内のどのテープブロックが所定の論
理ブロックに対応するかを表わしている。このテーブル
によって復元時にテープ上のそれぞれの論理ブロックの
位置の簡単な参照が行なえるようになる。
【００３９】ファイルシステムのディスク上の構造が未
知であるような別の実施例において、バックアップソフ
トウェアは図４のブロック図に図示した技術を用いてマ
ウントに必要な全てのセクタを識別（またテープのＦＡ
Ｔ／ディレクトリヘッダ１２２に保存）することができ
る。第１に、バックアップ処理はオペレーティング・シ
ステム１３３に「疑似ボリューム」１３９を提示して読
み取り専用でマウントする。論理セクタ読み取りコール
１３１がファイルシステム１３４から発行される時に
は、「疑似ボリューム」１３９の「ディスクドライブ」
論理がバックアップしようとする実際の論理ボリューム
１３５から代わりに論理セクタを読み取りすることによ
り読み取りを実行する。疑似ボリュームディスクドライ
バはどの論理セクタがマウント処理中に読み取られたか
の記録を保持する。ファイルシステムのマウント処理が
自動的にそのディスクの（NetWare の場合と同様に）デ
ィレクトリおよび制御構造全部を読み取る場合、疑似ボ
リュームのマウントが完了した後でこのセクタ記録がテ
ープイメージヘッダに含めるべき必要なセクタを全部識
別する。これ以外に、バックアップアプリケーション１
３８はこれらのディスク領域全部にアクセスするように
強制してこれらの領域が記録できるようにするファイル
システムコールを発行する必要があろう。たとえば、通
常のfindfirst/findnext file コールを使用してディス
クのディレクトリツリー構造全体にわたって「歩き回
る」必要があることがある。セクタの記録が完了した
ら、バックアップアプリケーション１３８はこの記録を
用いてヘッダ１２２を構築し、好適実施例の方法と基本
的に同一の方法でバックアップに進む。この疑似ボリュ
ーム方式は論理セクタ読み出し１３１についてのオペレ
ーティング・システムのエントリ点の知識を要求する
が、これらのエントリ点はデバイスドライバ・インタフ
ェース仕様の一部として通常は充分な記載があるので、
この方法は文書化されていないディスク上のフォーマッ
トを完全に理解しようと試みるより大幅に少い努力で済
む。
【００４０】好適実施例は「インクリメンタル（増
分）」イメージ・バックアップを実行する機構も含んで
いる。変更された（「汚れた」）ブロックのリストがブ
ロック書き込みコールを追跡する別のＮＬＭにより保持
される。この技術では変更のあったディスクのブロック
だけが増分バックアップの間に読み取られテープ上に記
録される。このＮＬＭはボリュームがマウントされてる
全ての時間に存在していることが絶対条件で、さもなけ
れば何らかの書き込みが失われ、新規の完全バックアッ
プを実行するまでの後続の増分バックアップ全体の一貫
性を否定することがある。
【００４１】図５に図示したように、完全なブロックマ
ップ・テーブル１５１はディレクトリおよびＦＡＴブロ
ック１５２全部といっしょに、変更されているかまたは
否かに関わらず、増分バックアップ・イメージ１５０に
含まれ、テープイメージのマウントは依然として高速で
ある。それぞれのブロックマップテーブルのエントリは
そのブロックが変更された場合に増分バックアップ１５
４の変更されたブロックを指し示し、それ以外の場合に
は直前のバックアップの元のブロック１５３を指す。変
更ブロックを追跡するのに、ＮＬＭは単に、それぞれの
ボリュームのどのブロックが書き込まれたかを表わすビ
ットマップ（ブロックあたり１ビット）を保持する。４
ＫＢブロックで１０ＧＢのボリュームでは、ビットマッ
プの量は僅か３２０ＫＢで、メモリ内に容易に保持する
ことができる。ビットマップ・ファイルは周回冗長性検
査（ＣＲＣ）によって保護されて内容が混乱していない
ことが確認され、DOS パーティションから起動時に（Ne
tWare ボリュームへの書き込みが発生し得る前に）読み
込まれてから、すぐに消去される。シャットダウン（停
止）時には、全てのボリュームがマウント解除された後
でこれ以上の書き込みが発生しなくなってから新規ビッ
トマップ・ファイルがDOS パーティションに書戻され
る。つまり、電力障害または何らかの他の異常なシャッ
トダウンが発生した場合、有効なビットマップ・ファイ
ルが存在しないことによって次のバックアップは完全バ
ックアップとすべきことを示す。それ以外では、ビット
マップはどのブロックを変更したかを正確に示すので、
どのブロックを増分バックアップに含める必要があるか
が分かる。この増分バックアップ技術を使用することで
復元時間にはなんら顕著な影響が起こらないが、他の場
合にはイメージの連続部分であるべき部分がテープの不
連続部分となることから復元時に多少の性能劣化が見ら
れる。したがって、週１回程度の、定期的完全バックア
ップを実行することで復元時に少しづつ累積する性能の
劣化を最小限に抑えることが推奨される。
【００４２】増分イメージバックアップの別の実施例に
おいて、テープ上に記録されるそれぞれのブロックにつ
いて、バックアップイメージに追加されるテーブル内に
チェックサムまたはＣＲＣも記録する。それぞれのチェ
ックサムは充分に大きくして、チェックサムの一致する
ブロックが同一となるように非常に高度な信頼性を提供
する。たとえば、それぞれのチェックサムが１２８ビッ
トから構成される場合、任意のどこかのブロックについ
ての疑似的一致が発生する確率は１０の−３８乗とな
る。これは基盤としているテープおよびディスク記憶媒
体の信頼性より大幅に良好で、媒体は一般的に１０の−
２０乗程度のエラー発生率を有している。好運にも４８
６またはPentium 等のハイエンドＣＰＵでは、利用でき
るＣＰＵ帯域幅の相当部分をバックアップ処理が消費で
きると仮定しても、ディスクからデータを読み出し得る
よりも大幅に高速にこのようなチェックサムが計算でき
る。元の完全バックアップに続くバックアップでは、そ
れぞれのブロックについてのチェックサムを計算し元の
バックアップイメージの値と比較する。２つのチェック
サムが一致すれば２つのブロックは一致すると仮定す
る。これにより新規ブロックはテープ上に記録されない
が、古いブロックへのポインタはこのバックアップでの
ブロック・マップテーブル内に保存される。これは予め
計算しておくことができないので、テープイメージに追
加することになる。２つのチェックサムが一致しない場
合、新規ブロックがイメージバックアップに含まれる。
この方法はディスクイメージ全体を読み取る必要がある
ので好適実施例より低速であることに注意すべきであ
る。しかし、ディスク上のブロックの僅かな部分だけが
変更されたと仮定すると、この技術ではディスク読み取
り時間だけで制限される速度で増分バックアップを行な
うことができるので、完全バックアップの速度を制限す
るテープ書き込みスループットより相当に高速である。
これは幾つかの明白な欠点を有しているものの、本実施
例はおそらく好適実施例より幾らか実装が簡単に行なえ
る。これはアプリケーションレベルのコードだけが関与
するためで、一方後者にはシステムレベルの常駐コード
が必要とされる。
【００４３】何らかのバックアップ中に、ディスク上の
なんらかのファイルが変更されるとファイルシステムの
一貫性と統合性の問題が発生する。たとえば、従来のフ
ァイルごとのバックアップの場合、書き込むためにファ
イルを開くと、バックアップアプリケーションは通常そ
のファイルを飛ばして、管理者が披見できる例外リスト
にファイル名を追加する。この状況だけであれば通常は
許容できるが、ほとんど必ず開いたままになっているフ
ァイルが存在する（たとえばある種のデータベースファ
イル）ので、永久にバックアップされないことになり、
これらのファイルに関してはバックアップが明らかに無
意味である。内容が相互に関連しているファイルたとえ
ばデータベースのデータファイルとインデックスファイ
ル（群）を取り扱う際にはさらに潜在的に危険な状況が
発生する可能性がある。ファイルの幾つかをバックアッ
プしてから残りのファイルをバックアップする前にファ
イル全部が更新された場合、バックアップテープ上のフ
ァイルの組は最良でも一貫性がなく、最悪の場合にはこ
れらを復元して使用するとシステムの統合性に対して危
険である。バックアップ中にボリュームのマウントを解
除する以外には、これらの問題全部に完全な解決方法は
存在しないが、これは一貫した方法でファイル全部を更
新し閉じることで直面しているマウント解除の同報に対
してそれぞれのアプリケーションが応答した後でのみと
なる。しかし、このような解決方法は、一般にNetWare
で使用されるこのような同報またはプロトコルが存在し
ないため、また多くの施設では何らかのアプリケーショ
ンが常時オンラインであることを必要としているのでボ
リュームをマウント解除するのは許容不可能であること
から、問題がある。アプリケーションからの協調なしに
ボリュームを単純にマウント解除するのは、アプリケー
ションが一貫した状態でファイルを閉じるために何らか
のデータを書き込む必要がある場合があるので、不完全
な解決方法であることは注意すべきである。
【００４４】好適実施例においては、この問題を処理す
るため利用者が選択可能な２種類のことなる方法があ
る。どちらも完全な解決方法ではないが、２つの組み合
わせは従来のファイル単位バックアップシステムと同等
のユーザの柔軟性を提供する。第１の選択しはバックア
ップしようとするボリュームを強制的にマウント解除し
てイメージバックアップを実行する。この方法は前述し
たような潜在的な欠点を有するが、ある種の環境では非
常に受け入れ易い解決方法を提供する。第２のさらに新
規な選択肢は、イメージバックアップ中にボリュームを
「凍結する」ことである。この場合、ボリュームは常時
オンラインに維持しておくが、ボリュームへの全部の書
き込みを一時的に保留する。NetWare 3.12では、この保
留は論理セクタＩ／Ｏコールの水準で（LogicalPartiti
onIO）実装されており、バックアップソフトウェアによ
り論理セクタへの書き込みがすでにフックされている。
NetWare 4.1では、ディレクトリサービスのプロパティ
をサポートするため、同様の方法で保留するにはWriteF
ile およびModifyDirectoryEntryコールも必要とされ
る。オペレーティング・システムそれ自体を含む何らか
のアプリケーションがドライブ装置へ書き込みを試みる
とこの動作が一時的に阻止されるが、NetWare がマルチ
タスク・オペレーティング・システムであるためシステ
ムを停止させることはない。しかし、大容量のボリュー
ムでは極めて長時間にわたるようなバックアップ処理全
体の間でボリュームへの全ての書き込みを保留する代わ
りに、バックアップのために読み込まれる論理セクタ番
号が要求された書き込みの論理セクタ範囲を超過する時
点までの間だけそれぞれの書き込みを保留する。この方
法を用いると、バックアップ・イメージはバックアップ
を開始した時点のディスクイメージと同一になることが
保証されるが、システムは動作が完了する前に何らかの
通常動作を再開できる。この第２の方法の別の実施例に
おいて、ドライバが小さい独立したキャッシュを保持
し、これにバックアップ中に書き込まれるブロックの
「元の」コピーが充当される。これらの元のコピーはデ
ィスク上の変更された版の代わりにテープへ書き込ま
れ、この時点でキャッシュ内の元のブロックコピーが破
棄され空間を開放することができる。キャッシュが満杯
にならないかぎり、書き込み動作は阻止されないので、
この代替法は多くの場合に書き込みコールの阻止で消費
される時間量を大幅に制限（または排除）することがで
きるが、これは明らかにキャッシュの大きさと書き込み
活動の量に依存する。
【００４５】システムのファイル状態およびファイルコ
ールを監視することにより、好適実施例のバックアップ
ソフトウェアはバックアップを開始した時点で書き込み
のために開かれていたファイルとバックアップ中に書き
込みのために作成されるまたは開かれるファイルのリス
トも保持している。このリストは従来のファイル単位バ
ックアップの場合と同様に例外記録となり、バックアッ
プ上の内容が無効または矛盾してしまうファイルを識別
する。しかしこの例外記録と「従来の」例外記録には有
意な相違が２ヶ所存在する。第１は、悪いニュースで、
好適実施例において例外記録にファイルが追加される時
間「ウィンドウ」は従来の場合よりも相当に長時間で、
それぞれのファイルについてのウィンドウはその１つの
ファイルをバックアップするのに必要な時間だけから構
成される。言い換えれば、例外記録は他の条件が全て等
しいとすれば好適実施例において幾分長くなる傾向にあ
る。これは本発明の欠点であるが、多くの場合に非常に
顕著ではない。第２は、良いニュースで、好適実施例の
バックアップイメージは例外リストにあるファイルの内
容の少くともあるバージョン（無効な場合もあるが）を
含む。多くの場合に、このバージョンは実際には完全に
良好だが、大規模障害の後でほとんど完全に歓迎される
ファイル内容の部分的復元がほとんど何時でも可能であ
る。対称的に、従来の場合には矛盾するバージョンであ
っても利用できない。
【００４６】３．ファイル単位の復元 バックアップイメージがテープに書き込まれたら、好適
実施例は完全イメージ復元を実行することなく利用者が
テープから個別のファイルを復元するための２つの簡単
な方法を提供する。両者の機構はNetWare ボリュームと
してテープイメージをマウントすることに基づいてお
り、疑似ディスクドライバを使用する。これは図６のブ
ロック図と図７および図８の流れ図に図示したように実
現される。図７のブロック２００および２０１での疑似
ディスクドライバの初期化の間、テープヘッダ全体がテ
ープ駆動装置１７１からテープドライバ・ソフトウエア
１７０を介してメモリ内に読み込まれキャッシュ１６９
に格納される。ヘッダはキャッシュ１６９に割り当てた
メモリ内に適合するには大きすぎることがあるので、キ
ャッシュ論理は何らかの過剰データをNetWare ボリュー
ム１６５上のキャッシュファイルへオペレーティング・
システム１６３へのコールを介して書き込み、キャッシ
ュファイル内の適切なキャッシュブロックを検索するた
めに使用できるデータ構造を維持する。ブロック２０１
の後、図８の論理読み出し／書き込み論理が後述するよ
うに動作する。図７のブロック２０２では、復元ソフト
ウェアが（疑似）内部NetWare ドライブ装置１６８を作
成する。このドライブ装置は元のボリューム容量より幾
らか（好適実施例では５０％まで）大きい。図６に図示
したように、この新規ドライブ装置に対するソフトウェ
ア「ディスク」ドライバはNetWare のAddDiskDevice コ
ールを使用してシステムに追加される。ドライバはテー
プイメージから効率的に読み込みを行なってファイルシ
ステムからの論理読み出し要求１６１を処理するが、キ
ャッシュ１６９をテープイメージヘッダに使用してテー
プのシーク時間を最小限に抑えている。ヘッダ内のブロ
ックが要求された時は、多くの場合キャッシュメモリ１
６９に存在しており、最悪の場合でもディスクドライブ
装置１６６上のキャッシュファイルへのアクセスが必要
で、テープ上の同じブロックへのアクセスが行なわれる
よりも大幅に高速である。好適実施れにおいて、NetWar
e ディスクドライバは直接ファイルＩ／Ｏコールを行な
えないので、キャッシュファイルへのアクセスはドライ
バの水準では動作しないので要求を満たすことのできる
独立した協動スレッド１７２への要求送出によって実現
する。初期化の間、ドライバはテープ１７１からブロッ
クマップテーブル１２１も読み込んでメモリ内に保持
し、テープ上のそれぞれのブロックの位置が瞬時に決定
できるようにする。
【００４７】論理セクタ読み出しおよび書き込み１６１
は図８に図示したように疑似ディスクドライバ１６８が
処理する。ブロック２１４から始めると、ディスクドラ
イバはオペレーティング・システム１６４からの読み出
しまたは書き込み要求のどれかが保留されていないか２
１０と２１５でポーリングする。読み出し要求が見つか
った場合、処理はブロック２１６で継続する。この時点
で、要求されたディスクブロックがキャッシュ内に存在
する場合には、処理はブロック２１７に進み、ブロック
がキャッシュ１６９から直接読み出され、これにより協
動スレッド１７２を経由するディスクボリューム１６５
へのアクセスが発生することがある。要求されたディス
クブロックが２１６でキャッシュ内に存在しない場合、
処理はブロック２１８に進み、ブロックがテープから読
み出される。ブロック２１７および２１８の後、処理は
ブロック２１５で始めに戻る。ブロック２１０で書き込
みよう腔が見つかった場合処理はブロック２１１に進
み、キャッシュ内のディスクブロックの存在についてチ
ェックを行なう。ディスクブロックがすでにキャッシュ
に存在していれば処理はブロック２１３に進む。ディス
クブロックがまだキャッシュ内に存在しない場合には処
理はブロック２１２に進み、要求の何らかの部分的ディ
スクブロックがテープからキャッシュに読み込まれる。
ディスクブロック全体の内容がいずれにせよキャッシュ
内で上書きされることになるので書き込もうとする完全
なディスクブロックをテープからキャッシュ内にフェッ
チする必要がないことに注意すべきである。ブロック２
１２から、処理はブロック２１３へ進み、要求のあった
ディスクブロックの書き込みがキャッシュへ送出され
る。これらのキャッシュ動作全部は協動するスレッド１
７２を経由してディスクボリューム１６５から読み出さ
れるまたは書き込まれるブロックが発生することがあ
る。このようなキャッシュ動作は従来技術で充分に理解
されており、本発明の範囲に影響することなく使用可能
な周知のキャッシュ方法が存在している。ブロック２１
３から処理はブロック２１５で開始に戻る。
【００４８】図７のブロック２０３に図示してあるよう
に、ドライバは次に、初期設定のホットフィックス容量
とボリューム容量を保持するために充分な大きさのNetW
areパーティションを（NetWare のMM＿CreatePartition
コールを使用して）作成する。この（疑似）パーティ
ションの作成によりパーティション内のホットフィック
スおよびボリュームテーブル領域を初期化するための書
き込みが発生する。この書き込みもキャッシュ論理１６
９がキャッシュし、テープボリュームが最終的にマウン
ト解除された時点で実質的に破棄される。このパーティ
ションが作成されると、ドライバは２０４でバックアッ
プされたボリュームの容量と一致する容量のNetWare ボ
リュームを作成するコールを発行し（LogicalPartition
IOコールを使用してボリューム情報を書き込む）、新規
のボリュームテーブルエントリがパーティションに書き
込まれる（またドライバによってキャッシュされる）。
最終的に、コマンドラインからの要求をNetWare に発行
して新規ボリュームを２０５でマウントする。この時点
で、「テープ」ボリューム１６８のためのドライバはル
ープ２０６に入って論理セクタＩ／Ｏ要求１６１を処理
する。ドライバはそれぞれのブロックの正確な位置が分
かっているので（キャッシュメモリ１６９内、ディスク
上のキャッシュファイル１６７内、またはテープ１７１
上で）、図８に図示したように全ての読み出し／書き込
み要求を簡単に満たすことができる。ファイル内容の読
み出し／書き込みだけはブロック２１８および２１２で
テープ１７１へのアクセスを発生するが、これはディレ
クトリおよびＦＡＴ情報が全部キャッシュ内（１６９ま
たは１６７）に存在するためである。ヘッダブロックが
テープイメージの先頭で１つの連続領域に統合されなか
った場合、このマウント処理にはテープのシーク動作に
より多くの時間を必要とすることがある。ヘッダブロッ
クが保存される方法を好適実施例が提供しているので、
テープイメージの先頭へ１回だけテープシーク動作が必
要とされ、同様のディスクボリュームをマウントするた
めに必要なオーバヘッドを越えるさらなるオーバヘッド
は、通常なら分単位ではなく秒単位（または数十秒単
位）の範囲である。
【００４９】NetWare の下では、「テープ」ボリューム
１６８へのファイル読み込みアクセスでセクタ水準の書
き込みアクセスが多く発生することが観察される。たと
えば、NetWareはファイルにアクセスする度に更新され
る（即ち書き込まれる）それぞれのファイルについて最
後にアクセスした日付を維持している。同様に、NetWar
eバージョン４の下では、ファイルを圧縮でき、読み込
み要求でファイル内容を展開しディスクへ書き込むこと
がある。つまり、キャッシュ１６９とこれに関連する論
理は、キャッシュが動的に増大し得るため（ディスクボ
リューム１６５上の空き容量に制限される）、任意の書
き込みアクセスを許容する。好適実施例において、利用
者にはボリューム１６８への書き込みアクセス権が与え
られない。これは単にこのような書き込みの過渡的性質
に起因する混乱の可能性によるものだが、別の実施例で
はこの幾らか恣意的な制限を排除してマウントされたボ
リューム１６８の過渡的イメージを利用者が変更できる
ようにしている。
【００５０】新規ボリューム１６８をマウントすると、
利用者は自分の普通のファイル操作ツール、たとえばWi
ndows のファイルマネージャ等を使用して「テープボリ
ューム」のファイルへアクセスできる。アプリケーショ
ンをまるでディスク上に存在しているかのようにテープ
ボリュームから起動することもできる。現実には、テー
プボリュームからのファイル取り出しはディスクボリュ
ームからのファイル取り出し時間に比較して非常に低速
であるが、数個のファイルまたは単一のサブディレクト
リだけを復元するのに必要な時間は全く受け入れ可能だ
と思われる。即ち、通常のファイル単位バックアップか
らの復元時間に匹敵する。実際に、「慣れない」復元ツ
ールを使用する代わりに利用者が自分自身のツールを使
用してどのファイルを復元するか決定するためにファイ
ル／ディレクトリツリーを簡単に閲覧できるので、完全
復元の時間は少い。
【００５１】しかし、大量のファイルの組または断片化
している（即ちテープ上の各所に分散している）一組の
ファイルのような最悪の場合に、過剰なテープシークは
復元性能を有意に劣化し得る。この場合の処理のため、
好適実施例では利用者の観点から、ファイル単位のバッ
クアップからの従来の復元と同様に機能する個別ファイ
ルの別の復元方法を提供する。利用者にマウントしたボ
リュームへの直接アクセスを行なわせるのではなく、専
用の復元アプリケーションによって利用者が復元したい
と希望するファイルを選択する（「タグ」をつける）。
このアプリケーションがボリューム構造を検証し、ＦＡ
Ｔおよびディレクトリエントリからタグをつけたファイ
ルを検索して復元に最適な順序を決定する。実際には、
ファイル水準ではなくブロック水準で復元処理を指示す
ることだけで、テープ上で１回以上のパスを用いずタグ
のついたファイルの組全体が復元されることを復元アプ
リケーションが保証でき、あらゆるファイル単位のシス
テムと同程度の保証が得られる。
【００５２】つまり、本発明によれば従来のファイル単
位の方法に比べ個別ファイルの復元において大きな柔軟
性が得られると同時に、匹敵する（またはさらに良好
な）復元性能を提供することができる。
【００５３】４．イメージ復元 好適実施例におけるバックアップ処理の一環として、一
組の緊急時復旧用フロッピーディスクを作成し、利用者
がフロッピーディスクからDOS をブートし下のテープド
ライバへアクセスするのに充分なNetWare を読み込みで
きるようにしてディスクパーティションを復元すること
ができる。このブートフロッピーの組は典型的には１回
だけ、または多くともNetWare デバイスドライバ設定を
変更する度に作成する必要がある。壊滅的なハードウェ
ア障害の場合、利用者は図９の流れ図に示した復旧手順
を実行して、新規の（未フォーマットの）ハードディス
ク装置を導入し、障害復旧用フロッピーを挿入して、最
後にバックアップを行なった時点の通りにディスク構成
と内容全体の完全な復元が行なえる。従来のファイル単
位バックアップを使用すると、このような復旧処理では
利用者が第１にDOSを再導入し、次に特定のサーバの設
定に特有のカスタマイゼーションとドライバを含めてNe
tWare を再導入し、最後にテープから全てのファイルを
復元する必要がある。このような手順ではシステムを正
しく再設定するための経験に日数が掛かるため一般的で
はない。これと対称的に、好適実施例における障害復旧
用フロッピーの使用では、バックアップイメージの容量
によるが、なんらの手動の介入または設定なしで、最高
数分から数時間にまで時間を低減している。
【００５４】通常、図９のブロック２２０で災害復旧用
ディスケットからリブートした後、テープからボリュー
ムイメージを復元する次のステップはブロック２２１に
図示したようにディスクをDOS とNetWare パーティショ
ンへ分割することである。ブロック２２１から、処理は
ブロック２２２へ進み、DOS パーティションの内容が復
元される。DOS のＦＡＴボリュームについてのディスク
上の構造が完全に文書化されているので、ボリュームテ
ープイメージのマウントを行なうために本明細書で説明
している方法はDOS パーティションのイメージバックア
ップからファイル単位で復元できるように簡単に応用す
ることができる。しかし、NetWare システム上のDOS パ
ーティションは典型的には非常に小さく管理者が直接ア
クセスするような多くのファイルを含まないので、好適
実施例ではこの機能を実装していない。また、DOS パー
ティションが非常に小さいので、通常のDOS パーティシ
ョンのイメージ復元の間にディスクの欠陥に遭遇するこ
とはほとんど有り得ず、特に入れ換えるディスク装置は
ほとんど確実に新型ディスクドライブ装置であることを
考慮すれば、初期欠陥のマッピングは自動的かつ透過的
に実行できる。新規パーティションの欠陥マッピングが
元のイメージバックアップと非互換で内部的なドライブ
装置欠陥管理により修正できないような極端に稀な事態
では、DOS の復元論理がテープイメージからディスク構
造を解釈してDOS ファイルを引き出しこれを新規にフォ
ーマットしたパーティションへ復元し、欠陥を回避しな
ければならない。これを実装するのに必要なステップを
当業者は理解されよう。しかし前述したように、この潜
在的な問題に遭遇する確率が非常に小さいことから、こ
の最悪の事態を処理するための機能が必要とされること
はほとんどない。
【００５５】バックアップの節で前述したようなファイ
ル単位のバックアップをDOS パーティションに対して実
行する別の実施例では、所望すればファイル単位の復
元、ならびに復元時に新規ディスク上のDOS パーティシ
ョンの容量変更が可能である。好適実施例とは異なり、
この別の実施例ではファイル全部を復元する前にDOS パ
ーティションを論理フォーマットするための何らかのソ
フトウェアも必要である。
【００５６】DOS パーティションが復旧されたら、好適
実施例ではブロック２２３でDOS パーティションからシ
ステムをリブートしてイメージバックアップの時点で存
在していた完全なNetWare 環境を取り戻す。復元ソフト
ウェアはブロック２２４でNetWare をコールし（MM-Cre
atePartition、MM＿InitializeParititionTable ）物理
ディスクドライブ装置（群）でNetWare パーティション
（群）を初期化する。このステップでホットフィックス
領域と空のボリュームテーブルが構築される。テープか
らの復元をユーザが選択したそれぞれのボリュームに対
して、復元ソフトウェアはNetWare を２２５でコールし
（LogicalParititionIO を使用する）て、ディスク構成
と利用者の選択に従い複数セグメントにまたがることが
ある等しいまたは大きな容量の新規の（空の）ボリュー
ムを作成する。元のボリュームの論理セクタイメージを
２２６でテープから読み出し、NetWare内部の論理セク
タＩ／Ｏコール（LogicalPartitionIO）を経由して適切
なセグメントへ書き込む。セクタが全部ディスクへ復元
されたら、復元ソフトウェアは２２７でNetWare のコマ
ンドラインコールを発行して復元したボリュームをマウ
ントする。この時点で、ボリュームをアクセスのために
利用できる。要求されたボリューム全部を復元した時点
で、復元ソフトウェアは終了しシステムはバックアップ
時点の元の状態に復旧する。
【００５７】好適実施例において、フロッピーからブー
トしてDOS およびノベルのボリュームを復旧することを
含むこの処理全体は、利用者がどのボリュームを復元す
るか指定しブートディスケットを取り出して最終的にリ
ブートできるようにすること以外、完全自動である。こ
の種の復元の数個の興味深いアプリケーションが成立す
る従来のファイル単位のバックアップからの完全なシス
テム復元に比べ、処理は非常に簡単である。たとえば、
本来のサーバに影響を与えずバックアップデータを閲覧
し使用するためだけにボリュームを独立した（「予備
の」）サーバ計算機へ復元することが可能である。同様
に、本技術を用いて既存のサーバのファイル内容を、既
存のサーバに置き換えようとする高性能大容量と想定さ
れる新規サーバへ転送できる。別の例として、イメージ
バックアップテープによって販売企業または技術者が顧
客施設で設定済みのネットワークアプリケーションの組
を含む新規サーバを導入できる。今日ではこのような操
作は通常ディスクのパーティションを切り、DOS を導入
し、NetWare を導入し、さらにアプリケーションを導入
することを含む苦痛な方法を用いており、この処理を新
規顧客のそれぞれについて反復しなければならない。本
発明を使用すると、販売企業は自社内で１回だけ導入を
実行し、顧客施設それぞれでは技術者にイメージ復元を
単に実行させれば良く、時間と金銭の相当な節約が得ら
れる。
【００５８】NetWare パーティション（群）だけを復元
する（がDOS パーティションはしない）必要がある場合
には、図９の基本的流れ図を使用するが、ブロック２２
０、２２２、２２３、および２２１の一部（DOS パーテ
ィションの作成）をスキップする。この事例はたとえば
NetWare パーティションの内容が逸失したまたは利用者
のエラーまたはシステムクラッシュによって消去された
がDOS パーティションは混乱していない場合に発生す
る。
【００５９】本発明を事例と好適実施例で説明したが、
本発明はこれに制限されるものではない。足すのさらな
る変更および改良を本発明の基本的趣旨および範囲から
逸脱することなく成し得ることが当業者には理解されよ
う。本発明の範囲は添付の請求項の組によってのみ制限
されるべきものである。
【図面の簡単な説明】
【図１】代表的なNetWare のディスクドライブのレイア
ウト図
【図２】見本NetWare ＦＡＴエントリー表（ファイル割
当表）
【図３】NetWare ディスクボリュームのダイヤグラム
と、この発明に基づきテープに記憶されたディスクボリ
ューム・イメージのダイヤグラム
【図４】この発明に基づきマウントされた擬ボリューム
のブロック線図
【図５】フルイメージバックアップ・テープのフォーマ
ットと、この発明に基づき記憶されたインクリメンタル
・イメージバックアップのダイヤグラム
【図６】この発明に基づきイメージバックアップからの
ファイル・バイ・ファイル再生のブロック線図
【図７】この発明のファイル・バイ・ファイル再生プロ
セスを示すフローチャート
【図８】この発明に基づくファイル・バイ・ファイル再
生期間中の論理セクターのサービスリクエストを示すフ
ローチャート
【図９】この発明のイメージ再生プロセスを示すフロー
チャート
【図１０】Novell NetWareボリューム表の概要
フロントページの続き (72)発明者 ダグラス エル ホワイティング アメリカ合衆国 カリフォルニア州 92009 カールズバッド フェボー コー ト 3312

Claims (43)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 コンピュータ・システムにおいて１次記
    憶手段からバックアップ記憶手段へセクタ単位でデータ
    をバックアップし、コンピュータ・システムにおいて前
    記バックアップ記憶手段からセクタ単位で復元記憶手段
    へデータを復元するための方法であって、 前記１次記憶手段に格納されたファイルへのアクセスを
    提供するオペレーティングシステムのソフトウェアコー
    ルを使用して前記１次記憶手段から一組の論理的に連続
    するセクタを読み取り、前記オペレーティング・システ
    ムの前記コールは前記１次記憶手段のそれまでに検出さ
    れている物理的欠陥を回避するために必要な何らかの物
    理的水準の再マッピングを実行するステップと、 前記論理的に連続したセクタの組を前記バックアップ記
    憶手段へ書き込むステップと、 少くとも前記１次記憶手段の容量と同じ容量の前記復元
    記憶手段にパーティションを作成するステップと、 前記バックアップ記憶手段のロケーションから一組の論
    理的に連続したセクタを読み出すステップと、 前記復元記憶手段の前記パーティション上に格納された
    ファイルへのアクセスを提供するオペレーティング・シ
    ステムのソフトウェアコールを使用して前記復旧記憶手
    段の前記パーティションへ前記一組の論理的に連続した
    セクタを書き込み、前記オペレーティング・システムの
    前記コールは前記復元記憶手段上の物理的欠陥を検出し
    回避するのに必要ななんらかの物理的水準での再マッピ
    ングを実行するステップとを含むことを特徴とする方
    法。
  2. 【請求項２】 前記バックアップ記憶手段に前記１次記
    憶手段の容量と前記バックアップ記憶手段に書き込まれ
    たそれぞれの論理セクタのロケーションを示すのに充分
    な情報を含むセクタ・ディレクトリ・テーブルを書き込
    むステップと、 前記バックアップ記憶手段から前記セクタ・ディレクト
    リ・テーブルを読み出すステップと、 前記セクタ・ディレクトリ・テーブルを使用して読み込
    もうとする前記論理的に連続したブロックのセクタ数と
    ロケーションを決定するステップとをさらに含むことを
    特徴とする請求項１に記載の方法。
  3. 【請求項３】 前記１次記憶手段は前記コンピュータシ
    ステム内において１つまたはそれ以上のディスクドライ
    ブ装置パーティション（群）を構成することと、前記論
    理的に連続するセクタを読み出すための前記オペレーテ
    ィング・システムのコールは前記ディスクドライブ装置
    パーティション（群）で前記論理的に連続したセクタを
    検索するために必要なマッピングを実行することを特徴
    とする請求項２に記載の方法。
  4. 【請求項４】 前記復元記憶手段に作成した前記パーテ
    ィションは前記元の１次記憶手段の容量より大きいこと
    を特徴とする請求項２に記載の方法。
  5. 【請求項５】 前記復元記憶手段に作成した前記パーテ
    ィションは複数の物理ディスクドライブ装置にまたがる
    ことを特徴とする請求項２に記載の方法。
  6. 【請求項６】 ファイルデータを含まない未使用セクタ
    は前記１次記憶手段から読み出されず、また前記バック
    アップ記憶手段に格納されないことと、前記バックアッ
    プ記憶手段に前記未使用セクタが存在しないことが前記
    セクタ・ディレクトリ・テーブルに示されることを特徴
    とする請求項２に記載の方法。
  7. 【請求項７】 消去したファイルからのデータを含む消
    去セクタは前記１次記憶手段から読み出されず、また前
    記バックアップ記憶手段に格納されないことと、前記バ
    ックアップ記憶手段に前記消去セクタが存在しないこと
    が前記セクタ・ディレクトリ・テーブルに示されること
    を特徴とする請求項１から請求項６までのいずれかに記
    載の方法。
  8. 【請求項８】 前記バックアップ法の処理中に書き込み
    のために開かれている全てのファイルについて開いてい
    るファイルの記録が保持されることを特徴とする請求項
    １から請求項６までのいずれかに記載の方法。
  9. 【請求項９】 前記開いたファイルの記録は前記バック
    アップ記録手段に書き込まれることを特徴とする請求項
    ８に記載の方法。
  10. 【請求項１０】 前記オペレーティング・システムはマ
    ルチタスク処理を許容し、 一組のセクタを前記１次記憶手段へ書き込もうとするな
    んらかのタスクの実行を、前記セクタを前記バックアッ
    プ記憶手段へ書き込むための準備において前記一組のセ
    クタが前記バックアップ・タスクによって読み取られる
    まで一時的に保留するステップをさらに含むことを特徴
    とする請求項１から請求項６までのいずれかに記載の方
    法。
  11. 【請求項１１】 前記１次記憶手段から読み出し前記バ
    ックアップ記憶手段へ書き込もうとするセクタのキャッ
    シュを保持するステップと、 まだバックアップされていない前記１次記憶手段の一組
    のセクタへのタスクによる書き込みの試みを検出するス
    テップと、 前記セクタキャッシュが満杯の時点で動作し、前記タス
    クの実行を一時的に保留するステップと、 前記セクタキャッシュが満杯でない時に動作し、前記一
    組のセクタを読み出して前記一組のセクタを前記セクタ
    キャッシュへ追加し、さらに前記タスクが保留なしに実
    行を継続できるようにするステップと、 前記セクタキャッシュにおいて前記１次記憶手段から読
    み込もうとする前記論理的に連続したセクタの組のなん
    らかの部分の存在をチェックするステップと、 該部分が前記セクタキャッシュに発見されない場合に動
    作し、前記１次記憶手段から前記論理的に連続したセク
    タの組を読み出すステップと、 該部分が前記セクタキャッシュに発見される場合に動作
    し、前記セクタキャッシュから前記論理的に連続したセ
    クタの組の前記部分を読み出し、さらに前記１次記憶手
    段から前記セクタキャッシュに発見されなかった残り部
    分を読み出すステップとを含み、 前記セクタキャッシュが満杯になるまで前記１次記憶手
    段へ書き込もうとする前記タスクが保留されないことを
    特徴とする請求項１０に記載の方法。
  12. 【請求項１２】 前記セクタキャッシュに発見されたセ
    クタの組の前記論理的に連続する組の前記一部は、前記
    セクタキャッシュから前記部分が読み出された後で前記
    セクタキャッシュから削除され、タスクが保留される回
    数を最小限に抑えるために前記セクタ部分の一部が再利
    用できるようにすることを特徴とする請求項１１に記載
    の方法。
  13. 【請求項１３】 最後のバックアップ以降に変更された
    セクタだけが前記バックアップ記憶手段に書き込まれる
    ことを特徴とする請求項１から請求項６までのいずれか
    に記載の方法。
  14. 【請求項１４】 変更されたセクタの検出はさらに以下
    の手段を含み：前記１次記憶手段から読み出されたセク
    タのグループについてチェックサム（または同様の種類
    の関数）を計算するステップと、 前記チェックサムを直前のバックアップで格納した対応
    するチェックサムと比較するステップと、 前記２つのチェックサムが一致しない場合に動作して、 前記バックアップ記憶手段に前記セクタのグループを書
    き込み、 前記バックアップ記憶手段に前記チェックサムを書き込
    むステップと、 前記２つのチェックサムが一致する場合に動作して、 前記セクタ・ディレクトリ・テーブル内で前記セクタの
    グループに対応するエントリ（またはエントリ群）が前
    記直前のバックアップからの対応するセクタのグループ
    を指すように設定するステップとを含むことを特徴とす
    る請求項１３に記載の方法。
  15. 【請求項１５】 変更されたセクタの検出はさらに以下
    のステップを含み：監視ソフトウェアを活動化して前記
    １次記憶手段への全ての書き込みを検出するステップ
    と、 前記１次記憶手段上のどのセクタのグループが変更され
    たかを表わす汚れたセクタ・テーブルを保持するステッ
    プと、 前記汚れたセクタ・テーブルを使用してどのセクタのグ
    ループが変更されたかを決定するステップと、 前記バックアップしようとするセクタのグループが変更
    されたことを前記汚れたセクタ・テーブルが示す場合に
    動作して、 前記バックアップ記憶手段へ前記セクタのグループを書
    き込むステップと、 前記バックアップしようとするセクタのグループが変更
    されなかったことを前記汚れたセクタ・テーブルが示す
    場合に動作して、 前記セクタのグループに対応する前記セクタ・ディレク
    トリ・テーブル内のエントリが前記直前のバックアップ
    からの対応するセクタのグループを指すように設定する
    ステップと、 前記監視ソフトウェアがシステム停止時に非活動化され
    た時点で前記汚れたセクタ・テーブルを補助記憶手段に
    保存するステップとを含むことを特徴とする請求項１３
    に記載の方法。
  16. 【請求項１６】 前記補助記憶手段は前記１次記憶手段
    と同一であることを特徴とする請求項１５に記載の方
    法。
  17. 【請求項１７】 前記監視ソフトウェアが非活動化され
    た時点で動作して、 前記汚れたセクタ・テーブルの内容についてチェックサ
    ムを計算し、 前記チェックサムを前記補助記憶手段に保存するステッ
    プと、 前記監視ソフトウェアが活動化された時点で動作して、 前記チェックサムを用いて前記汚れたセクタ・テーブル
    の前記内容について有効性のチェックを実行し、 前記補助記憶手段の前記チェックサムを無効にするステ
    ップとをさらに含むことを特徴とする請求項１５に記載
    の方法。
  18. 【請求項１８】 前記監視ソフトウェアが非活動化され
    た時点で動作して、 前記補助記憶手段上の前記非活動化の時刻の標識を保存
    するステップと、 前記監視ソフトウェアが活動化された時点で動作して、 有効な汚れたセクタ・テーブルが前記補助記憶手段に書
    き込まれた最後の時点以降に前記一時記憶手段への書き
    込みを許容するように前記オペレーティング・システム
    が動作しなかったことを確認するステップと、 前記確認が失敗した時に動作して、 前記汚れたセクタ・テーブルの内容を無効にするステッ
    プとをさらに含むことを特徴とする請求項１７に記載の
    方法。
  19. 【請求項１９】 前記汚れたセクタ・テーブルの内容の
    有効性についてのいずれかのチェックの失敗により全て
    のセクタが変更されたようにマークされ、これによって
    完全バックアップが実行されることを特徴とする請求項
    １８のいずれかに記載の方法。
  20. 【請求項２０】 前記１次記憶手段と前記バックアップ
    記憶手段へのアクセスを許容するソフトウェア・ドライ
    バを含み前記コンピュータ・システムを前記オペレーテ
    ィング・システムへブートするために必要な全てのファ
    イルを含む取り出し自在なディスクを作成するステップ
    と、 前記取り出し自在なディスクを使用して前記コンピュー
    タ・システムをブートするステップとをさらに含むこと
    を特徴とする請求項１から請求項６までのいずれか１つ
    に記載の方法。
  21. 【請求項２１】 コンピュータ・システムにおいて１次
    記憶手段からバックアップ記憶手段へセクタ単位でデー
    タをバックアップするためと前記バックアップ記憶手段
    の前記データへファイル単位のアクセスを提供するため
    の方法であって、 前記１次記憶手段に格納されたファイルへのアクセスを
    提供するオペレーティングシステムのソフトウェアコー
    ルを使用して前記１次記憶手段から一組の論理的に連続
    するセクタを読み取り、前記オペレーティング・システ
    ムの前記コールは前記１次記憶手段のそれまでに検出さ
    れている物理的欠陥を回避するために必要なんらかの物
    理的水準の再マッピングを実行するステップと、 前記論理的に連続したセクタの組を前記バックアップ記
    憶手段へ書き込むステップと、 前記１次記憶手段の一組の制御論理セクタを識別し、前
    記制御の組は前記オペレーティング・システムによるフ
    ァイルアクセスのために前記１次記憶手段をマウントす
    るまたは前記１次記憶手段上のファイルのディレクトリ
    構造を移動するために必要なセクタを含むステップと、 前記バックアップ記憶手段上の前記論理的に連続したセ
    クタの組のシーケンスを再配列して、前記シーケンスが
    論理セクタ番号によって厳密に配列されている場合に発
    生するよりも前記制御の組のセクタを前記バックアップ
    手段上で互いに物理的に近接するようにグループ化する
    ステップと、 前記制御論理セクタの組を前記バックアップ記憶手段か
    らキャッシュして前記制御の組への高速ランダム・アク
    セスを許容するステップと、 前記オペレーティング・システムの仮想ディスクパーテ
    ィションを作成するステップと、 前記仮想ディスクパーティション上で論理セクタ読み出
    し要求をサービスするステップと、 前記読み出し要求のセクタが前記制御の組の一部である
    場合に動作して、前記セクタを前記制御キャッシュから
    読み出すステップと、 前記読み出し要求のセクタが前記制御の組の一部ではな
    い場合に動作して、前記セクタを前記バックアップ記憶
    手段から読み出すステップと、 前記仮想ディスクパーティションを前記オペレーティン
    グ・システムのボリュームとしてマウントするステップ
    とを含み、 通常のオペレーティング・システム・コールおよびユテ
    ィリティを使用して前記ディスクボリューム上のファイ
    ルにアクセスできるようにすることを特徴とする方法。
  22. 【請求項２２】 前記１次記憶手段の容量と前記バック
    アップ記憶手段に書き込まれたそれぞれの論理セクタの
    ロケーションを表わすのに充分な情報を含むセクタ・デ
    ィレクトリ・テーブルを前記バックアップ記憶手段上に
    書き込むステップと、 前記バックアップ記憶手段から前記セクタ・ディレクト
    リ・テーブルを読み出すステップと、 前記セクタ・ディレクトリ・テーブルを使用して論理セ
    クタ読み出し要求にサービスを行なう場合の前記セクタ
    のロケーションを決定するステップとをさらに含むこと
    を特徴とする請求項２１に記載の方法。
  23. 【請求項２３】 前記１次記憶手段は前記コンピュータ
    ・システム内の１つまたはそれ以上のディスクドライブ
    装置パーティション（群）で構成されることと、前記論
    理的に連続したセクタを読み出すための前記オペレーテ
    ィング・システム・コールは前記ディスクドライブ装置
    パーティション（群）の前記論理的に連続したセクタを
    検索するために必要なマッピングを実行することを特徴
    とする請求項２２に記載の方法。
  24. 【請求項２４】 ファイルデータを含まない未使用セク
    タは前記１次記憶手段から読み出されず、また前記バッ
    クアップ記憶手段に格納されないことと、前記バックア
    ップ記憶手段に前記未使用セクタが存在しないことが前
    記セクタ・ディレクトリ・テーブルに示されることを特
    徴とする請求項２２に記載の方法。
  25. 【請求項２５】 消去したファイルからのデータを含む
    消去セクタは前記１次記憶手段から読み出されず、また
    前記バックアップ記憶手段に格納されないことと、前記
    バックアップ記憶手段に前記消去セクタが存在しないこ
    とが前記セクタ・ディレクトリ・テーブルに示されるこ
    とを特徴とする請求項２４に記載の方法。
  26. 【請求項２６】 前記バックアップ法の処理中に書き込
    みのために開かれている全てのファイルについて開いて
    いるファイルの記録が保持されることを特徴とする請求
    項２１に記載の方法。
  27. 【請求項２７】 前記開いたファイルの記録は前記バッ
    クアップ記録手段に書き込まれることを特徴とする請求
    項２１から請求項２６までのいずれか１つに記載の方
    法。
  28. 【請求項２８】 前記オペレーティング・システムはマ
    ルチタスク処理を許容し、 一組のセクタを前記１次記憶手段へ書き込もうとするな
    んらかのタスクの実行を、前記セクタを前記バックアッ
    プ記憶手段へ書き込むための準備において前記一組のセ
    クタが前記バックアップ・タスクによって読み取られる
    まで一時的に保留するステップをさらに含むことを特徴
    とする請求項２１から請求項２６までのいずれかに記載
    の方法。
  29. 【請求項２９】 前記１次記憶手段から読み出し前記バ
    ックアップ記憶手段へ書き込もうとするセクタのキャッ
    シュを保持するステップと、 まだバックアップされていない前記１次記憶手段の一組
    のセクタへのタスクによる書き込みの試みを検出するス
    テップと、 前記セクタキャッシュが満杯の時点で動作し、前記タス
    クの実行を一時的に保留するステップと、 前記セクタキャッシュが満杯でない時に動作し、前記一
    組のセクタを読み出して前記一組のセクタを前記セクタ
    キャッシュへ追加し、さらに前記タスクが保留なしに実
    行を継続できるようにするステップと、 前記セクタキャッシュにおいて前記１次記憶手段から読
    み込もうとする前記論理的に連続したセクタの組のなん
    らかの部分の存在をチェックするステップと、 該部分が前記セクタキャッシュに発見されない場合に動
    作し、前記１次記憶手段から前記論理的に連続したセク
    タの組を読み出すステップと、 該部分が前記セクタキャッシュに発見される場合に動作
    し、前記セクタキャッシュから前記論理的に連続したセ
    クタの組の前記部分を読み出し、さらに前記１次記憶手
    段から前記セクタキャッシュに発見されなかった残り部
    分を読み出すステップとを含み、 前記セクタキャッシュが満杯になるまで前記１次記憶手
    段へ書き込もうとする前記タスクが保留されないことを
    特徴とする請求項２８に記載の方法。
  30. 【請求項３０】 前記セクタキャッシュに発見されたセ
    クタの組の前記論理的に連続する組の前記一部は、前記
    セクタキャッシュから前記部分が読み出された後で前記
    セクタキャッシュから削除され、タスクが保留される回
    数を最小限に抑えるために前記セクタ部分の一部が再利
    用できるようにすることを特徴とする請求項２９に記載
    の方法。
  31. 【請求項３１】 最後のバックアップ以降に変更された
    セクタだけが前記バックアップ記憶手段に書き込まれる
    ことを特徴とする請求項２１から請求項２６までのいず
    れかに記載の方法。
  32. 【請求項３２】 変更されたセクタの検出はさらに以下
    の手段を含み：前記１次記憶手段から読み出されたセク
    タのグループ２ついてチェックサム（または同様の種類
    の関数）を計算するステップと、 前記チェックサムを直前のバックアップで格納した対応
    するチェックサムと比較するステップと、 前記２つのチェックサムが一致しない場合に動作して、 前記バックアップ記憶手段に前記セクタのグループを書
    き込み、 前記バックアップ記憶手段に前記チェックサムを書き込
    むステップと、 前記２つのチェックサムが一致する場合に動作して、 前記セクタ・ディレクトリ・テーブル内で前記セクタの
    グループに対応するエントリ（またはエントリ群）が前
    記直前のバックアップからの対応するセクタのグループ
    を指すように設定するステップとを含むことを特徴とす
    る請求項３１に記載の方法。
  33. 【請求項３３】 変更されたセクタの検出はさらに以下
    のステップを含み：監視ソフトウェアを活動化して前記
    １次記憶手段への全ての書き込みを検出するステップ
    と、 前記１次記憶手段上のどのセクタのグループが変更され
    たかを表わす汚れたセクタ・テーブルを保持するステッ
    プと、 前記汚れたセクタ・テーブルを使用してどのセクタのグ
    ループが変更されたかを決定するステップと、 前記バックアップしようとするセクタのグループが変更
    されたことを前記汚れたセクタ・テーブルが示す場合に
    動作して、 前記バックアップ記憶手段へ前記セクタのグループを書
    き込むステップと、 前記バックアップしようとするセクタのグループが変更
    されなかったことを前記汚れたセクタ・テーブルが示す
    場合に動作して、 前記セクタのグループに対応する前記セクタ・ディレク
    トリ・テーブル内のエントリが前記直前のバックアップ
    からの対応するセクタのグループを指すように設定する
    ステップと、 前記監視ソフトウェアがシステム停止時に非活動化され
    た時点で前記汚れたセクタ・テーブルを補助記憶手段に
    保存するステップとを含むことを特徴とする請求項３１
    に記載の方法。
  34. 【請求項３４】 前記補助記憶手段は前記１次記憶手段
    と同一であることを特徴とする請求項３３に記載の方
    法。
  35. 【請求項３５】 前記監視ソフトウェアが非活動化され
    た時点で動作して、 前記汚れたセクタ・テーブルの内容についてチェックサ
    ムを計算し、 前記チェックサムを前記補助記憶手段に保存するステッ
    プと、 前記監視ソフトウェアが活動化された時点で動作して、 前記チェックサムを用いて前記汚れたセクタ・テーブル
    の前記内容について有効性のチェックを実行し、 前記補助記憶手段の前記チェックサムを無効にするステ
    ップとをさらに含むことを特徴とする請求項３３に記載
    の方法。
  36. 【請求項３６】 前記監視ソフトウェアが非活動化され
    た時点で動作して、 前記補助記憶手段上の前記非活動化の時刻の標識を保存
    するステップと、 前記監視ソフトウェアが活動化された時点で動作して、 有効な汚れたセクタ・テーブルが前記補助記憶手段に書
    き込まれた最後の時点以降に前記一時記憶手段への書き
    込みを許容するように前記オペレーティング・システム
    が動作しなかったことを確認するステップと、 前記確認が失敗した時に動作して、 前記汚れたセクタ・テーブルの内容を無効にするステッ
    プとをさらに含むことを特徴とする請求項３５に記載の
    方法。
  37. 【請求項３７】 前記汚れたセクタ・テーブルの内容の
    有効性についてのいずれかのチェックの失敗により全て
    のセクタが変更されたようにマークされ、これによって
    完全バックアップが実行されることを特徴とする請求項
    ３６に記載の方法。
  38. 【請求項３８】 前記制御の組は前記オペレーティング
    ・システムの下で前記１次記憶手段のファイルおよび割
    り当てフォーマットの知識を用いて識別されることを特
    徴とする請求項２１から請求項２６に記載の方法。
  39. 【請求項３９】 前記制御の組は前記１次記憶手段のフ
    ァイルおよび割り当てフォーマットの完全な知識を用い
    ず以下のステップを含む疑似ドライブ技術を用いて識別
    され、 前記オペレーティングシステムの一時的仮想ディスクパ
    ーティションを作成するステップと、 前記１次記憶手段の対応するセクタの読み込みを実行す
    ることにより前記一時的仮想ディスクパーティションへ
    の論理セクタ読み出し要求にサービスするステップと、 前記一時的仮想ディスクパーティションから読み出され
    た前記論理セクタの組を監視して前記制御の組へ読み出
    したそれぞれのセクタを追加するステップと、 前記オペレーティング・システムの一時的ディスクボリ
    ュームとして前記一時的仮想ディスクパーティションを
    マウントするステップとを含むことを特徴とする請求項
    ２１から請求項２６のいずれか１つに記載の方法。
  40. 【請求項４０】 オペレーティング・システム・コール
    を使用して前記一時的ディスクボリュームのディレクト
    リツリー全体を移動するステップをさらに含むことを特
    徴とする請求項３９に記載の方法。
  41. 【請求項４１】 前記ファイルおよび割り当てフォーマ
    ットについての何らかの知識を用いて前記制御の組から
    前記１次記憶手段の構造の複製コピーを除去し、前記制
    御の組の大きさを最小限に抑えることを特徴とする請求
    項２１から請求項２６までのいずれかに記載の方法。
  42. 【請求項４２】 前記ディスクボリュームへの書き込み
    は１次記憶手段への前記書き込みをキャッシュすること
    により許容されることを特徴とする請求項２１から請求
    項２６までのいずれかに記載の方法。
  43. 【請求項４３】 前記バックアップ記憶手段は請求項１
    に記載のセクタ単位の復元を実行するためにも使用でき
    ることを特徴とする請求項３１に記載の方法。
JP8264578A 1995-10-04 1996-10-04 コンピュータのディスクボリュームをバックアップするシステム Withdrawn JPH1055298A (ja)

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