JPH11120055A - コンピュータシステムおよびデータ退避方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】既存のオペレーティングシステム、ファイルシ
ステムおよびアプリケーションプログラムなどの改造を
伴なわずにファイルの内容を所定の時点に復元するため
のスナップショットを効率的に採取するコンピュータシ
ステム。 【解決手段】アプリケーションプログラム１ａ〜１ｃが
更新を含むアクセスを実行するファイル群を管理するフ
ァイルシステム２と、このファイル群を格納する少なく
とも一つ以上のディスク装置４との間に、ファイル群の
内容を所定の時点に復元するためのスナップショット情
報をディスク装置４ごとに採取し、この採取したスナッ
プショット情報をそれぞれのディスク装置４に格納する
ディスクスナップショット部３を介在させて設けること
により、アプリケーションプログラム１ａ〜１ｃやファ
イルシステム２などになんらの変更を伴なわずにスナッ
プショットを効率的に採取することを可能とする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】この発明は、たとえばディス
ク装置などに格納されたファイルの更新前データを後方
回復のために退避するコンピュータシステムに係り、特
に既存のオペレーティングシステム、ファイルシステム
およびアプリケーションプログラムなどの改造を伴なわ
ずにファイルの内容を所定の時点に復元するためのスナ
ップショットを効率的に採取するコンピュータシステム
に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来より、ディスク単体の障害に対して
は、冗長化ディスク構成を採用することによって対処が
可能であるが、この冗長化技術は、ソフトウェアバグ、
誤操作およびウイルス感染などによるプログラムまたは
データの喪失・改変、もしくはディスク記憶装置そのも
のを失なうような大規模な障害には役立たない。これら
の問題に対処するためには、スナップショットやバック
アップなどの採取が必須となる。

【０００３】スナップショットとは、ある時点のファイ
ルやディスクなどのコピーイメージのことであり、定期
的にファイルやディスク全体を同じディスク記憶装置や
別のディスク記憶装置にコピーして、スナップショット
を作成する。そして、プログラムまたはデータが喪失・
改変された場合には、直前に作成されたスナップショッ
ト（コピーイメージ）にプログラムまたはデータ、もし
くはディスク全体を戻すことによりこれらの障害に対処
する。

【０００４】また、バックアップとは、このスナップシ
ョットを別の大容量記憶媒体（磁気テープなど）に保存
して保管したものである。これにより、ディスク記憶装
置そのものを失った場合（中のデータも全部喪失）であ
っても、新しいディスク記憶装置にこのバックアップを
ロードすることによって、スナップショッ卜採取時のプ
ログラムまたはデータを復元することができる。

【０００５】通常、スナップショットやバックアップの
採取時には、それらのファイルを変更する可能性がある
アプリケーションをすべて停止する必要がある。そうし
ないと、コピー作成中にファイルやデータが変更されて
しまい、正しいスナップショットやバックアップが採取
できないからである。すなわち、不正なスナップショッ
トやバックアップをディスク記憶装置に戻しても、アプ
リケーションプログラム側でエラーや誤動作を発生させ
る危険性があるため、先の障害対策として意味をなさな
い。

【０００６】なお、一般に大容量記憶媒体よりもディス
ク記憶装置への書き込みの方が高速であるので、ファイ
ルやディスクイメージを直接バックアップするよりも、
スナップショットを作成し、それを大容量記憶媒体にバ
ックアップする方がアプリケーションの停止期間を短く
押さえられる。また、プログラムまたはデータの喪失・
改変からの復元もスナップショットの方が短期に行なえ
る。バックアップが磁気テープなどのシーケンシャルア
クセスの媒体の場合、特定のファイルを見つけて読み出
すには多くの時間を要してしまい非常に効率が悪い。

【０００７】また、このスナップショットやバックアッ
プを採取するためにアプリケーションを長時間停止しな
ければならないといった問題を解決する、スナップショ
ット機能を持ったファイルシステムも開示されている
（文献１：「Ｔｈｅ Ｅｐｉｓｏｄｅ Ｆｉｌｅ Ｓｙ
ｓｔｅｍ」，Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏｆ ｔｈｅＷ
ｉｎｔｅｒ １９９２ ＵＳＥＮＩＸ Ｃｏｎｆｅｒｅ
ｎｃｅ，ｐｐ．４３−６０，Ｓａｎ Ｆｒａｎｃｉｓｃ
ｏ，ＣＡ、文献２：「Ｆｉｌｅ ＳｙｓｔｅｍＤｅｓｉ
ｇｎ ｆｏｒ ａｎ ＮＦＳ Ｆｉｌｅ Ｓｅｒｖｅｒ
Ａｐｐｌｉａｎｃｅ」、Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏ
ｆ ｔｈｅ Ｗｉｎｔｅｒ １９９４ＵＳＥＮＩＸ Ｃ
ｏｎｆｅｒｅｎｃｅ，ｐｐ．２３５−２４４，Ｓａｎ
Ｆｒａｎｃｉｓｃｏ，ＣＡ）。

【０００８】ところで、これらのファイルシステム（た
とえば文献２）では、図３２（ａ）に示すように、ファ
イルがルート・Ｉノードを起点とするブロック木構造で
あることを前提にしている。そして、スナップショット
作成時には、このルート・Ｉノードのコピーを作成す
る。このコピーしたＩノード（スナップショット・Ｉノ
ード）は、スナップショットとしてのブロック木構造を
表現することになる。また、コピー元のルート・Ｉノー
ドは、読み出し／書き込みが行なわれるアクティブなフ
ァイルシステムのブロック木構造を表現する。スナップ
ショット・Ｉノードは、生成されたときにはルート・Ｉ
ノードとまったく同じブロックを指しているので（図３
２（ｂ））、新しいスナップショットのためにコピーし
たＩノード以外はまったくディスクスペースを消費しな
い。

【０００９】ここで、ユーザがデータブロックＤを変更
したとすると、図３２（ｃ）に示すように、新しいデー
タブロックＤ’をディスク上に書き込み、ルート・Ｉノ
ードで表現するアクティブなファイルシステムが、この
新しいブロックを指すように変更される。ディスク上の
元のデータブロックＤは変更されずに残っており、スナ
ップショット・Ｉノードは、元のデータブロックＤをま
だ指している。したがって、スナップショット・Ｉノー
ドを指定することにより、スナップショット作成時のデ
ータブロックＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅをそのまま参照でき
る。

【００１０】このように、スナップショット機能を持っ
たファイルシステムを使えば、ルート・Ｉノードをコピ
ーするだけで簡単にスナップショットを作成でき、アプ
リケーションプログラムを停止することなくスナップシ
ョットが作成できる。また、スナップショットをアプリ
ケーションプログラムの実行と並行して大容量記億媒体
に保存できるので、バックアップの採取もアプリケーシ
ョンを停止することなく行なえる。したがって、スナッ
プショットやバックアップのデータ退避のためにアプリ
ケーションプログラムを停止する必要が無くなる。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、前述し
た手法においては、専用のファイルシステムを新しく開
発する必要があり、既存のコンピュータシステムにその
まま適用できるものではなかった。また、ファイルシス
テム自身もブロック木構造で構成されていることを前提
にしており、たとえばマイクロソフト社のＮＴＦＳなど
のエクステントベースのファイルシステムには適用でき
る技術ではなかった。さらに、一般にファイルシステム
は大きな木構造をしており、実際に前述のデータブロッ
クＤをＤ’に更新するには、図３３に示すように、その
経路に位置する中間ノードすべてをコピーする必要があ
り、スナップショット作成後の更新性能が大きく低下す
るといった問題もあった。さらに、ファイルシステムと
いう複雑なソフトウェアモジュールにスナップショット
機能を付加したため、スナップショットは読み出しだけ
で非常に硬直なものになってしまっていた。

【００１２】この発明はこのような実情に鑑みてなされ
たものであり、既存のコンピュータシステムやファイル
システムにそのまま適用することができ、かつ更新時の
オーバヘッドもなく、スナップショットの更新なども可
能な非常に柔軟なデータ退避を可能とするコンピュータ
システムおよびデータ退避方法を提供することを目的と
する。

【００１３】

【課題を解決するための手段】この発明は、前述した目
的を達成するために、少なくとも一つ以上の不揮発性記
憶装置に格納されたファイル群に対するアプリケーショ
ンプログラムからの更新を含むアクセスを管理するファ
イルシステムを備えたコンピュータシステムにおいて、
前記ファイルシステムと前記不揮発性記憶装置との間に
介在し、前記ファイル群の内容を所定の時点に復元する
ためのスナップショットを前記不揮発性記憶装置ごとに
採取して、それぞれの不揮発性記憶装置上に格納するス
ナップショット管理手段を具備したものである。

【００１４】また、この発明は、少なくとも一つ以上の
不揮発性記憶装置に格納されたファイル群に対するアプ
リケーションプログラムからの更新を含むアクセスを管
理するファイルシステムと少なくともＫ個の論理ブロッ
クに相当する容量を有する書き込みバッファとを備えた
コンピュータシステムに適用されるデータ退避方法にお
いて、通常の書き込み処理では、前記書き込みバッファ
に更新すべきデータの論理ブロックを蓄積し、その蓄積
した論理ブロックがＫ−１個に達するまでその論理ブロ
ックのデータ更新を遅延させ、前記書き込みバッファに
蓄積された各論理ブロックに対する論理アドレスから構
成される論理アドレスタグブロックを生成し、この論理
アドレスタグブロックに書き込みの時間的順序を維持す
るためのタイムスタンプを付加し、Ｋ−１個のブロック
に前記論理アドレスタグブロックを加えたＫ個の論理ブ
ロックを一つのストライプとして前記不揮発性記憶装置
上の更新されるべきデータを保持する領域とは別の空領
域に連続して書き込み、前記ファイル群の内容を所定の
時点に復元するためのスナップショットを採取するスナ
ップショット採取処理では、スナップショット採取時点
で更新すべきデータの論理ブロックが埋まっていない前
記書き込みバッファ内のＫ−１−Ｌ個の各論理ブロック
に対する論理アドレスをヌルアドレスとし、スナップシ
ョット採取時点の前記書き込みバッファに蓄積されたＬ
個の各論理ブロックに対する論理アドレスと前記ヌルア
ドレスとから構成される論理アドレスタグブロックを生
成し、この論理アドレスタグブロックに書き込みの時間
的順序を維持するためのタイムスタンプを付加し、前記
Ｌ個の論理ブロックを含むＫ−１個のブロックに前記論
理アドレスタグブロックを加えたＫ個の論理ブロックを
一つのストライプとして前記不揮発性記憶装置上の更新
されるべきデータを保持する領域とは別の空領域に連続
して書き込み、前記付加したタイムスタンプをスナップ
ショット情報として記録するようにしたものである。

【００１５】すなわち、たとえばディスク装置などの不
揮発性記憶装置と、この不揮発性記憶装置に格納された
ファイル群に対するアプリケーションプログラムからの
更新を含むアクセスを管理するファイルシステムとの間
に、ファイル群の内容を所定の時点に復元するためのス
ナップショット情報を不揮発性記憶装置ごとに採取し、
この採取したスナップショット情報をそれぞれの不揮発
性記憶装置上に格納するスナップショット管理手段を設
けるようにしたものである。

【００１６】この発明によれば、既存のオペレーティン
グシステムやファイルシステム、あるいはアプリケーシ
ョンプログラムになんらの改造を伴なうことなく、スナ
ップショットを効率的に採取することが可能となる。

【００１７】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照してこの発明の
実施形態について説明する。

【００１８】（第１実施形態）まず、この発明の第１実
施形態について説明する。図１はこの実施形態に係るコ
ンピュータシステムの構成を示す概念図である。このシ
ステムは、スナップショットやバックアップが必要なア
プリケーションプログラム１ａ〜１ｃ、これらのアプリ
ケーションプログラム１ａ〜１ｃが使う既存のファイル
システム２、このファイルシステム２とディスク装置４
との間に位置し、ディスクレベルのスナップショットを
採取するディスク・スナップショット部３およびファイ
ルシステム２のデータやディスク・スナップショット部
３のデータを保持するディスク装置４から構成される。

【００１９】これらアプリケーションプログラム１ａ〜
１ｃ、ファイルシステム２およびディスク装置４は既存
のコンピュータシステムと同じ任意の要素であり、従来
のようにファイルシステム２がブロック木構造である必
要はまったくない。また、ファイルシステム２は既存の
ものそのままであり、従来のようにスナップショット機
能を持ったものである必要もない。すなわち、この発明
の特徴となる構成要素はディスクスナップショット部３
であるので、以下ではこのディスクスナップショット部
３について説明する。

【００２０】図２はこの実施形態のディスクスナップシ
ョット部３の構成を示す概念図である。図２に示すよう
に、このディスクスナップショット部３は、ディスクス
ナップショット制御部５、揮発性メモリ６から構成され
る。この揮発性メモリ６内には、書き込みの時間的順序
を維持するためのタイムスタンプ７、ディスク装置４に
書き込むデータをログ構造化して保持する書き込みバッ
ファ８、および書き込みバッファ８内の空き領域と保持
されている書き込みデータの論理アドレスの情報とを保
持するバッファ管理テーブル９が格納される。一方、デ
ィスク装置４内には、通常のデータの他に、スナップシ
ョット情報（ＳＳ情報）１０が格納される。ディスクス
ナップショット制御部５は、これらタイムスタンプ７、
書き込みバッファ８、バッファ管理テーブル９およびス
ナップショット情報１０を管理して、ディスク装置４へ
の読み出し／書き込みおよびスナップショット情報の参
照を制御する。

【００２１】図３にこの揮発性メモリ６内の書き込みバ
ッファ８とバッファ管理テーブル９との関係を示す。デ
ィスクスナップショット制御部５は、ファイルシステム
２からディスク装置４への書き込みを要求された書き込
みデータを、すぐにディスク装置４に書き込むのではな
く、ブロック単位に分割して書き込みバッファ８に順番
に詰めて（ログ形式に）格納していく。このとき、その
書き込みデータのファイルシステム２から見た論理アド
レスを、バッファ管理テーブル９が格納したバッファ領
域に対応するエントリに保存する。そして、そのエント
リにデータが割り当てられたことを示すフラッグ“Ｆ”
を立てる。よって、このバッファ管理テーブル９を調べ
ることにより、ファイルシステム２から受け取った書き
込みデータを格納すべき次のバッファ領域を決めること
ができる。図３では、バッファ領域Ｂ９まで書き込みデ
ータが格納されており、Ｂ０、Ｂ１、〜、Ｂ９の論理ア
ドレスが、ＬＡ１３４、ＬＡ９９、〜、ＬＡ６７８であ
ることを表わしている。

【００２２】また、ディスク装置４は、それぞれブロッ
クサイズの整数倍（Ｋ）であるストライプと呼ぶ予め決
められた単位（そのディスク装置の１トラック長に近い
サイズが好ましい）で書き込みを行なう。また、実際の
ディスク装置４を合わせた全記憶容量よりも少ない容量
のディスク装置としてファイルシステム２には見せてい
る（ファイルシステムが最初に記憶容量を問い合わせて
来たときに、実際よりも少ない容量を返す）。よって、
ファイルシステム２から論理的に読み書きできる記憶領
域の他に余分な記憶領域が確保されることになる。ここ
では、この領域を空領域と呼ぶことにする（図４参
照）。また、以下では、ファイルシステム２から見える
ディスクスナップショット部３が提供する論理的なディ
スク領域を論理ディスク装置と呼ぶことにし、一方、デ
ィスク装置４が実際に提供する物理的なディスク領域を
物理ディスク装置と呼ぶことにする。

【００２３】タイムスタンプ７は、ファイルシステム２
からの書き込みデータが実際にディスク装置４に書き込
まれるときに付加される情報であり、ディスク装置４内
でのデータ書き込み順序を判定するのに用いられる。よ
って、書き込みバッファ８のデータがディスク装置４に
書き込まれるごとにタイムスタンプ９がインクリメント
される。また、スナップショット情報１０は、スナップ
ショット採取時点のタイムスタンプの値を保持する。

【００２４】以下、この実施形態のコンピュータシステ
ムにおける各処理の動作原理を詳細に説明する。

【００２５】まず、この実施形態のコンピュータシステ
ムにおける書き込み処理について説明する。アプリケー
ションプログラム１ａ〜１ｃがファイルシステム２上の
ファイルを書き込むと、ファイルシステム２は、対応す
る論理ディスク装置に対する書き込み要求に変換してデ
ィスクスナップショット部３に引き渡す。ディスクスナ
ップショット制御部５は、ファイルシステム２から書き
込むべきデータとその論理アドレスとを受け取り、揮発
性メモリ６上の書き込みバッファ８の空領域にブロック
単位に分割して詰めて格納する。また、受け取った論理
ディスク装置のアドレス（以下論理アドレスと呼ぶ）
は、ブロックごとのアドレスに変換してバッファ管理テ
ーブル９の対応するエントリに格納する。なお、すでに
書き込みバッファ８に絡納されているデータに対する更
新データの場合には、書き込みバッファ８の空領域に詰
めて格納するのではなく、直接書き込みバッファ８内の
旧データを変更する。

【００２６】そして、ディスクスナップショット制御部
５は、ファイルシステム２から受け取った書き込みデー
タが１ストライプ分に１ブロック少ない数（Ｋ−１）だ
け書き込みバッファ８に溜まった段階で、それらのデー
タをディスク装置４に書き込みにいく。このとき、ディ
スクスナップショット制御部５は、最後の書き込みブロ
ックとして、書き込み管理テーブル７に格納された各ブ
ロックの論理アドレスと揮発性メモリ６上のタイムスタ
ンプとから論理アドレスタグブロックを作成する（この
論理アドレスタグブロック内のアドレスデータとデータ
ブロックとには１対１の関係が予め設定されており、各
データブロックの論理アドレスが分かるようになってい
る）。その後、ディスクスナップショット制御部５は、
この論理アドレスタグブロックを加えた１ストライプ分
のデータをまとめてディスク装置４の空領域に同時に書
き込む（図５参照）。また、タイムスタンプ５の値は、
書き込みが完了した段階でインクリメントされる。

【００２７】このように書かれたデータブロックの読み
出し処理について説明する前に、まず無効ブロックの判
定処理について説明する。

【００２８】ここでは、図６に示す順番でファイルシス
テム２から１ブロックサイズのデータ書き込みがある場
合を例に説明する。なお、図６中のＬｎはファイルシス
テム２から渡される論理アドレスを表し、Ｓｎは書き込
み順番を表わす。また、この実施形態のコンピュータシ
ステムでは、書き込みバッファ８は１５ブロック分のデ
ータを保持できるものとする。この場合、最初のＳ１〜
Ｓ１５の書き込みデータが１つのストライプ（ＳＴ１）
にまとめられ、タイムスタンプＴＳ１が付加されてディ
スク装置４の空領域に書き出される。同様に、Ｓ１６〜
Ｓ３０の書き込みデータが別のストライプ（ＳＴ２）に
まとめられ、タイムスタンプＴＳ２が付加されて別の空
領域に書き出される。なお、書き出しごとにタイムスタ
ンプはインクリメントされるので、ＴＳ１とＴＳ２とは
ＴＳ１＜ＴＳ２の関係をもつ。

【００２９】この図６から分かるように、論理アドレス
Ｌ９、Ｌ１８のデータは、タイムスタンプＴＳ１のスト
ライプではＳ５、Ｓ２のブロックとして、タイムスタン
プＴＳ２のストライプではＳ１９、Ｓ２１のブロックと
して重複して存在する。書き込まれた順番を考えると、
Ｓ１９、Ｓ２１のデータブロックが有効であり、Ｓ５、
Ｓ２のデータは無効と判定されなければならない。しか
しながら、ここで便宜上使った書込み順番Ｓｎは、実際
のディスク装置４上には記録されていない。

【００３０】そこで、この実施形態のコンピュータシス
テムでは、ストライプ内の論理アドレスタグを使ってこ
の判定を行なう。図６の例における２つのストライプＳ
Ｔ１、ＳＴ２の論理アドレスタグＴＧ１、ＴＧ２の内容
は図７に示す通りである。図７から分かるように、２つ
の論理アドレスタグＴＧ１、ＴＧ２に同じ論理アドレス
Ｌ９、Ｌ１８のデータが含まれており、ストライプＳＴ
１のブロックＢ５、Ｂ２と、ストライプＳＴ２のブロッ
クＢ４、Ｂ６とのどちらかのデータが無効である。さら
に、論理アドレスタグＴＧ１のタイムスタンプＴＳ１と
論理アドレスタグＴＧ２のタイムスタンプＴＳ２を比較
すると、ＴＳ１＜ＴＳ２であることからストライプＳＴ
１のブロックＢ５、Ｂ２が無効であることが判定でき
る。以上のように、ディスク装置４内の論理アドレスタ
グを調べることにより、無効なデータブロックを見つけ
ることができる。

【００３１】次に、この実施形態のコンピュータシステ
ムにおけるデータブロックの読み出し処理について説明
する。原理的には、先に述べた無効ブロック判定の処理
をディスク装置４内の全ストライプの論理アドレスタグ
に対して行ない、結果として残る読み出し要求のあった
論理アドレスに対する有効ブロックの物理的位置を検出
する。

【００３２】しかしながら、読み出し要求がくる度にこ
の処理を行なっているのでは、ブロック読み出しに膨大
な時間がかかってしまい実用的ではない。そこで、シス
テム起動時にだけ全ストライプの論理アドレスタグの調
査を行ない、揮発性メモリ６上に論理アドレスから物理
アドレスへの変換マップを作る。ファイルシステム２か
らの読み出し要求に対しては、この変換マップを使って
有効ブロックへのアクセスを行なう。これにより、常に
アドレスタグの調査をしなくても良く、読み出し時に性
能が大きく低下することはない。この変換マップについ
て図８を参照して説明する。図８に示すように、変換マ
ップは各論理アドレスに対するブロックが格納されてい
るストライプ番号ＳＴ＃、そのストライプ内のブロック
番号ＢＬＫ＃、およびそのタイムスタンプＴＳ＃をテー
ブル形式で保持している。よって、論理アドレスが与え
られれば、このテーブルを引くことにより、ＳＴ＃とＢ
ＬＫ＃とから簡単に実際の物理アドレスが求まる。

【００３３】また、システム起動時の変換マップの作成
は、調査した論理アドレスタグの全論理アドレスについ
て、テーブルのタイムスタンプより論理アドレスタグの
タイムスタンプが大きいときだけ、そのストライプ番号
と対応するブロック番号をテーブルに登録する。この調
査を全ストライプについて行なえば、有効ブロックだけ
を指す変換マップができあがる。さらに、ディスク装置
４にストライプを書き込むごとに、その論理アドレスタ
グに対して同様の処理を行なうことにより、この変換マ
ップは常に有効なブロックを指す。このようにして、デ
ィスク装置４上の物理ブロックの有効／無効の判定を行
ない変換マップが作られる。

【００３４】次に、この実施形態のコンピュータシステ
ムにおけるスナップショットの採取処理について説明す
る。アプリケーションプログラム１ａ〜１ｃやシステム
管理者からのスナップショット採取の指示を受けると、
ディスクスナップショット制御部５は書き込みバッファ
８にその時点で溜まっているデータをディスク装置４に
書き込みにいく。ただし、通常の書き込みのように、書
き込みバッファ８内に１ストライプ分に１ブロック少な
い数（Ｋ−１）のデータブロックが溜まっているとは限
らないので、まだ埋まっていない部分に対応する書き込
み管理テーブル７には無効であることを示すヌルアドレ
スを格納する。そして、通常の書き込みと同様に、最後
の書き込みブロックとして、書き込み管理テーブル７に
格納された各ブロックの論理アドレス（ヌルアドレスを
含む）と揮発性メモリ６上のタイムスタンプとから論理
アドレスタグブロックを作成する。その後、この論理ア
ドレスタグブロックを加えた１ストライプ分のデータを
まとめてディスク装置４の空領域に同時に書込む（図９
参照）。さらに、このときに付加したタイムスタンプの
値をスナップショット採取時の情報として、ディスク装
置４内のスナップショット情報１０に書き込む。そし
て、タイムスタンプ７の値は、書き込みが完了した段階
でインクリメントされる。このように、スナップショッ
ト採取には書き込みバッファ８に溜まっていたブロック
とスナップショット情報１０とをディスクに書き込むだ
けの時間しかかからない（その他の処理は非常に短い）
ので、従来と同様にアプリケーションプログラム１ａ〜
１ｃを停止させることなくスナップショットが作成でき
る。

【００３５】次に、図１０を参照してこの実施形態のコ
ンピュータシステムにおけるスナップショットの参照処
理について説明する。まず、先にブロック読み出し処理
で述べた無効ブロック判定の処理を、ディスク装置４内
のタイムスタンプ値がスナップショット情報１０の値よ
りも小さいストライプの論理アドレスタグに対して行な
い、全論理アドレスに対する有効ブロックの物理的位置
を検出する。読み出し処理では、全ストライプが対象だ
ったが、このスナップショット参照処理では、スナップ
ショット情報１０のタイムスタンプ値までに書き込まれ
たストライプだけを対象にする点が異なる。つまり、図
１０のディスク状態では、ストライプＳＴ１〜ＳＴ４が
ブロック読み出しの無効ブロック判定の対象となるが、
スナップショット参照処理では、ストライプＳＴ１〜Ｓ
Ｔ３が無効ブロック判定の対象になる。

【００３６】また、毎回無効ブロックの判定を行なって
いたのでは、スナップショット参照に膨大な時間がかか
ってしまい実用的ではない。そこで、先の読み出し処理
と同様に、最初にスナップショットを参照するときに対
象となるストライプの論理アドレスタグの調査を行な
い、揮発性メモリ６上に論理アドレスから物理アドレス
へのスナップショット用変換マップを作る。図１１に、
ディスク状態が図１０である場合のスナップショット用
変換マップと読み出し用変換マップとの様子を示す（簡
単化のためタイムスタンプのフィールドは省略した）。
図１１からわかるように、スナップショット採取後に更
新された論理アドレスＬ３、Ｌ７、Ｌ９、〜、Ｌ２５、
Ｌ２７のブロックも、スナップショット用変換マップ
（図１１（ａ））からは更新前のブロックが参照できる
ようになっている。また、読み出し用変換マップ（図１
１（ｂ））は常に最新のブロックを指している。このよ
うに、無効ブロック判定処理の対象とするストライプを
変えることにより、スナップショット参照用と読み出し
用の変換マップとが作成できる。

【００３７】なお、スナップショット採取時のディスク
イメージは、ディスクスナップショット部３経由で参照
することができるが、その中のファイルを直接参照する
ことはできない。そこで、図１２に示すように、ディス
クスナップショット部３にスナップショット採取時のデ
ィスクイメージを別の擬似ディスクとして見せる擬似デ
ィスク機能をもたせる。一般にオペレーティングシステ
ムは、起動フェーズで検出したディスクに格納されてい
るデータがどのファイルシステムのものか検出し、対応
するファイルシステムを構築する機能を持っている。よ
って、この擬似ディスクを検出したオペレーティングシ
ステムは、その上にスナップショット参照用ファイルシ
ステム１１を構築して、スナップショッ卜参照用ユーテ
ィリティプログラム１２がスナップショット採取時のフ
ァイルをアクセスできるようにする。このスナップショ
ッ卜参照用ユーティリティプログラム１２としては、た
とえば、特定ファイルを磁気テープにバックアップする
プログラムなどが考えられる。なお、この擬似ディスク
機能は、ＲＡＭディスクなどのハードウェアデバイスを
もたないソフトウェアドライバとして実装すれば良いた
め、その実装は容易である。

【００３８】（第２実施形態）次に、この発明の第２実
施形態を説明する。

【００３９】前述の第１実施形態のコンピュータシステ
ムにおけるスナップショット採取処理では、ファイルシ
ステム２が更新データをキャッシュする機能をもたない
ことを想定していた。つまり、アプリケーションプログ
ラム１ａ〜１ｃによるファイルの変更は、すぐにディス
ク装置４に書き出されるものと考えていた。よって、ス
ナップショッ卜採取時には、それまでに書き込みバッフ
ァ８に溜まっていた書き込みデータをディスク装置４に
書き出すだけで、正しいファイルシステム２の状態がデ
ィスク装置４に保存できた。しかしながら、たとえばＵ
ＮＩＸのファイルシステムなど、更新データをキャッシ
ュする機能をもったファイルシステムも今日では広く使
われている。この場合、先のスナップショット採取処理
では、キャッシュされていた更新データが失われてしま
うので、正しいスナップショットが採取できない。

【００４０】そこで、この第２実施形態のコンピュータ
システムでは、ファイルシステム２が更新データをキャ
ッシュする機能を有する場合のスナップショット採取を
説明する。

【００４１】一般に、更新データをキャッシュするファ
イルシステムでは、アプリケーションプログラムにより
行なわれたファイル変更が確実にディスク装置に記録さ
れ残ることを保証できるように、アプリケーションプロ
グラムからの指示によりキャッシュしている更新データ
をすべて書き戻す機能をもっている。そこで、この第２
実施形態のディスクスナップショット部３では、アプリ
ケーションプログラム１ａ〜１ｃからの書き出し前指示
と書き出し後指示とを受け付け、これらの間にファイル
システム２からの書き出しが無い場合にだけ、先に述べ
たスナップショット採取処理を行なう条件付き採取機能
を備える。

【００４２】そして、このディスクスナップショット部
３が備える機能を利用して、更新データがすべて書き戻
された状態のスナップショットを、図１３のフローチャ
ートで示される手順を含んだアプリケーションプログラ
ム１ａ〜１ｃの指示に応じて採取する。アプリケーショ
ンプログラム１ａ〜１ｃは、まず、ディスクスナップシ
ョット部３に書き出し前指示を発行してこれからファイ
ルシステム２の書き戻しを行なうことを指示する（ステ
ップＡ１）。次に、キャッシュされている全更新データ
をディスク装置４に書き戻すようにファイルシステム２
に指示する（ステップＡ２）。この指示を受けたファイ
ルシステム２は、全更新データの書き戻しを実行し、そ
の実行が完了したときに、その旨をアプリケーションプ
ログラム１ａ〜１ｃに通知する。一方、アプリケーショ
ンプログラム１ａ〜１ｃでは、この書き戻しが完了した
旨の通知をファイルシステム２から受け取ったときに、
ディスクスナップショット部３に書き出し後指示を発行
する（ステップＡ３）。

【００４３】そして、この指示を受けたディスクスナッ
プショット部３は、書き出し前指示から書き出し後指示
までの間にファイルシステム２からの書き出しが無い場
合にだけ、先に述べたスナップショット採取処理を行な
う。ディスクスナップショット部３は、スナップショッ
トを採取したか否かを書き出し後指示の応答としてアプ
リケーションプログラム１ａ〜１ｃに返す。一方、アプ
リケーションプログラム１ａ〜１ｃは、ディスクスナッ
プショット部３がスナップショットを採取しなかった場
合には（ステップＡ４のＮＯ）、最初からこれまでの処
理を繰り返し（ステップＡ１〜ステップＡ３）、採取し
た場合に（ステップＡ４のＹＥＳ）、この処理を終了す
る。

【００４４】以上の処理により、ファイルシステム２ヘ
書き戻しを指示してもディスク装置４へ書き出すベきデ
ータが無かったこと、すなわち、ディスク装置４上には
すでに正しいファイルシステム２の状態が保存されてい
ることが保証される。したがって、ディスクスナップシ
ョット部３で正しいスナップショットが採取できること
になる。たとえば、ただ単にファイルシステム２に書き
戻し指示をするとともにディスクスナップショット部３
にスナップショット採取を指示したのでは、この２つの
指示の間にファイル更新が行なわれた場合に、一部の更
新データがキャッシュに残ってしまうため、正しいスナ
ップショットが採取できない危険性がある。よって、こ
こで述べた手順が必要になる。

【００４５】（第３実施形態）次に、この発明の第３実
施形態を説明する。

【００４６】前述の第１実施形態のコンピュータシステ
ムでは、スナップショットは１つしか採取できなかった
が、この第３実施形態のコンピュータシステムでは、複
数のスナップショットを採取する。

【００４７】まず、先の第１実施形態と異なるのは、図
１４に示すように、ディスク装置４上のスナップショッ
ト情報１０が、複数のスナップショットそれぞれのタイ
ムスタンプを保持する構造となっていることである。

【００４８】そして、スナップショット採取処理におい
ては、その時点で溜まっていたデータを書き込みにいく
点は同じであるが、書き込んだストライプのタイムスタ
ンプ値を、そのスナップショット（ＳＳ）のスナップシ
ョッ卜情報１０としてディスク装置４に保存する。たと
えば、図１４のストライプ３（ＳＴ３）をスナップショ
ットの採取処理で書き込む場合には、そのタイムスタン
プ値ＴＳ３をスナップショット１（ＳＳ１）のスナップ
ショット情報１０として保存する。同様に、ストライプ
５（ＳＴ５）のスナップショット採取処理では、そのタ
イムスタンプ値ＴＳ５をスナップショット２（ＳＳ２）
のスナップショット情報１０として保存し、ストライプ
８（ＳＴ８）のスナップショット採取処理では、そのタ
イムスタンプ値ＴＳ８をスナップショット３（ＳＳ３）
のスナップショット情報１０として保存する。

【００４９】また、スナップショット参照処理において
は、図１４に示すように、参照するスナップショットに
よって対象となるストライプが異なるだけで基本的処理
は同じである。たとえば、スナップショット２（ＳＳ
２）を参照する場合には、スナップショット情報１０の
タイムスタンプ値ＴＳ５から、ＳＴ１〜ＳＴ５が対象と
なるストライプであることが分かる。そこで、ＳＴ１〜
ＳＴ５のストライプだけを調べて、無効ブロックの判定
処理とスナップショット参照用変換マップの作成処理と
を実行する。そして、ＳＳ２のスナップショッ卜を参照
する場合には、この変換マップを参照してスナップショ
ット採取時のデータをアクセスする。同様に、ＳＳ１、
ＳＳ３のスナップショットを参照する場合には、そのタ
イムスタンプ値ＴＳ３、ＴＳ８から対象となるストライ
プがＳＴ１〜ＳＴ３、ＳＴ１〜ＳＴ８であることが分か
り、それらの対象となるストライプに対してだけ無効ブ
ロックの判定処理とスナップショット参照用変換マップ
の作成処理とを実行し、その変換マップを使ってそれぞ
れのスナップショットが採取されたときのデータをアク
セスする。

【００５０】このように、スナップショット情報１０と
して複数のタイムスタンプ値を保存できるようにするだ
けで、複数のスナップショットを取り扱えるようにな
る。

【００５１】次に、ディスクスナップショット部３が採
取した複数のスナップショットをスナップショッ卜参照
用ユーティリティプログラム１２からアクセスする方法
を説明する。

【００５２】第１の方法としては、図１５に示すよう
に、ディスクスナップショット部３を拡張し、採取した
スナップショッ卜ごとに対応する擬似ディスク装置１３
ａ〜１３ｃを見せる機能をもたせて、それぞれの擬似デ
ィスク装置１３ａ〜１３ｃの上にスナップショット参照
用ファイルシステム１１ａ〜１１ｃを構築する。そし
て、それぞれのスナップショッ卜をアクセスするスナッ
プショット参照用ユーティリティプログラム１２は、対
応するスナップショット参照用ファイルシステム１１ａ
〜１１ｃを経由して、スナップショット採取時のアクセ
スを行なう。しかしながら、この方法では、スナップシ
ョット数が増えると擬似ディスクも増えてしまう。たと
えばマイクロソフト社のＷｉｎｄｏｗｓなどのように、
プログラムから見えるディスク台数に上限があるオペレ
ーティングシステムも多い。したがって、擬似ディスク
装置１３ａ〜１３ｃが増えてしまうこの方法では、この
制限のために適用できない場合も多くなる。また、プロ
グラムから見えるディスク台数が多いとコンピュータシ
ステムそのものの管理も大変である。

【００５３】そこで、第２の方法としては、図１６に示
すように、ディスクスナップショット部３にスナップシ
ョット用として擬似リムーバブルディスク１３を見せる
機能をもたせて、各スナップショットはその擬似リムー
バブルディスク用の擬似メディアとして取り扱う。この
方法では、擬似ディスク装置１３が１台しか要らないの
で、第１の方法のような問題は発生しない。なお、この
方法では、複数のスナップショットを同時にアクセスで
きないが、同時にスナップショットへのアクセスが必要
なケースは少ないので、大きな問題にはならないと思わ
れる。また、それぞれのスナップショットの必要なファ
イルを最新のディスクイメージにコピーすれば、同時ア
クセスが可能となるので大きな制限ではない。

【００５４】また、通常、リムーバブルディスクをサポ
ートするオペレーティングシステムでは、メディアを変
更するとそれに合わせてファイルシステムの再構築など
が自動的に行なわれる。そこで、スナップショットをＳ
Ｓ１からＳＳ２へ切り替えるときには、まず、この擬似
リムーバブルディスク１３からメディアが変更された旨
の情報をスナップショット参照用ファイルシステム１１
やオペレーティングシステムに通知する。すると、オペ
レーティングシステムは、変更されたメディアをアクセ
スするために、これまでアクセスしていたスナップショ
ットＳＳ１に対するスナップショット参照用ファイルシ
ステム１１を終了し、変更されたメディアに対するスナ
ップショット参照用ファイルシステム１１を起動する。
この新しく起動されたスナップショット参照用ファイル
システム１１からのアクセスに対して、ディスクスナッ
プショット部３の擬似リムーバブルディスクは、スナッ
プショットＳＳ２のディスクイメージを返すことによ
り、スナップショット参照用ユーティリティプログラム
１２は、ススナップショットＳＳ２のファイルをアクセ
スできるようになる、なお、ディスク（擬似ディスクを
含む）がリムーバブルか否かの情報は、システム起動時
などにオペレーティングシステムが問い合わせてくるの
で、このときに、リムーバブルである旨をディスクスナ
ップショット部３がオペレーティングシステムに伝えれ
ばよい。

【００５５】以上をまとめると、スナップショットを格
納するディスクを擬似リムーバブルディスクとして扱う
ためにディスクスナップショット部３が行なうことは、 （１）システム起動時などでのオペレーティングシステ
ムからの問い合わせにリムーバブルである旨の情報を返
す。

【００５６】（２）ユーザやアプリケーションプログラ
ムからのスナップショット切り替え指示を受け付ける。

【００５７】（３）このスナップショット切り替え指示
に対して、メディアが変更された旨の情報をファイルシ
ステムやオペレーティングシステムに通知する。

【００５８】（４）オペレーティングシステムやファイ
ルシステムからの変更されたメディアへのアクセスに対
しては、ユーザやアプリケーションプログラムから指定
されたスナップショットのイメージをアクセスできるよ
うにする。

【００５９】となる。

【００６０】しかしながら、この第１および第２の方法
では、オペレーティングシステムやスナップショッ卜参
照用ユーティリティプログラム１２を含む各種プログラ
ムから見える、スナップショットを採取したときのディ
スク装置とスナップショットを参照する場合のディスク
装置とが異なってしまう。たとえば、図１５の場合、Ｗ
ｉｎｄｏｗｓなどのオペレーティングシステムからは、
ディスク装置４は“Ｃ：”ドライブ、ＳＳ１の擬似ディ
スクは“Ｄ：”ドライブなどとして見えてしまう。よっ
て、環境変数などで各種プログラムが使うべきファイル
名として、“Ｃ：”ドライブのＡファイルとあったとし
ても、スナップショット参照時には、“Ｄ：”ドライブ
のＡファイルとしなければ、各種プログラムは正しく動
作しない。同様に、スナップショットのファイルの中に
ある処理に関連するファイル名として“Ｃ：”ドライブ
のＢファイルとあったとしても、スナップショットの参
照時には、“Ｄ：”ドライブのＢファイルとしなけれ
ば、各種プログラムは正しく動作しない。

【００６１】以上のように、オペレーティングシステム
や各種プログラムから見えるディスク装置が異なってし
まうと、環境変数やファイル内容をそれに合わせて変更
しないとプログラムが正しく動作しない場合も多い。一
般に、どのファイルや環境変数を変更すればよいか判っ
ておらず、スナップショットを参照する度に変更するの
は大変な作業である。

【００６２】そこで、第３の方法として、図１７に示す
ように、ディスクスナップショット部３にディスク装置
４がリムーバブル機能をもつようにオペレーティングシ
ステム、ファイルシステムおよび各種プログラムに見せ
るリムーバブル化機能を設け、最新のディスクイメージ
と複数のスナップショットとをそれぞれ別の擬似メディ
アとして取り扱う。この方法では、スナップショット採
取時の最新ディスクイメージとスナップショットのイメ
ージとは擬似メディアが異なるだけであるので、オペレ
ーティングシステムや各種プログラムなどから見えるデ
ィスク装置は同じであり、第１および第２の方法のよう
な問題は発生しない。なお、この方法では、最新のディ
スクイメージとスナップショットとを同時にアクセスで
きなくなるが、ディスクやファイル名を意識するような
プログラムはもともと複数同時には実行できないので問
題はないと思われる。

【００６３】先に述べたように、ディスク装置（擬似デ
ィスクを含む）がリムーバブルか否かの情報は、システ
ム起動時などにオペレーティングシステムが問い合わせ
てくるので、ディスク装置４をリムーバブル化するに
は、このオペレーティングシステムからディスク装置４
への問い合わせを途中で獲得して、リムーバブルである
旨の情報を返せばよい。また、最新ディスクイメージや
スナップショットを切替えるときには、第２の方法で述
べたメディア変更の手順を行えばよい。

【００６４】ここで、システムディスクのスナップショ
ット参照について考える。システムディスクのスナップ
ショットイメージでオペレーティングシステムを起動で
きれば、スナップショットを採取した時点の過去のオペ
レーティングシステム状態をそのまま再現でき、トラブ
ル対応などで非常に役に立つ。しかし、システムディス
クとは、オペレーティングシステムが実行するのに必要
なオペレーティングシステムコード、デバイスドライ
バ、スワップファイルなどを格納するディスクであっ
て、システム実行中は常にアクセスできなければならな
い。よって、システム実行中にアクセスできなくなるリ
ムーバブルディスクにはできず、第２および第３の方法
を適用することはできない。また、システムディスクは
“Ｃ：”ドライブなど決まっている場合も多く、オペレ
ーティングシステムから見えるディスクが異なってしま
う第１および２の方法も適用できない。

【００６５】そこで、第４の方法として、図１８に示す
ように、システム起動時に選択されたスナップショット
を最新のディスク装置４のイメージの代わりにオペレー
ティングシステムやファイルシステムに見せるイメージ
選択機能をディスクスナップショット部３に設け、任意
のスナップショットをシステム起動時に選択できるよう
にする。選択したディスクイメージは、システム実行中
には替わらないのでアクセスできなくなることはない。
また、オペレーティングシステムやアプリケーションプ
ログラムから見えるドライブは、スナップショットを採
取したときと同じであるので、システムディスクが
“Ｃ：”ドライブなどに予め決まっていても問題がな
い。

【００６６】図１９に、この方法におけるコンピュータ
システムの運用例を示す。通常のアプリケーションプロ
グラムを実行する場合は、システム起動時にディスクス
ナップショット部３のイメージ選択機能により最新のデ
ィスクイメージをユーザなどが選択して起動処理を行な
う。これにより、最新のディスクイメージに対応した最
新のファイルシステムが構築され、通常のアプリケーシ
ョンを実行できるようになる（Ｔ１）。ここで、スナッ
プショットＳＳ１用のアプリケーションを実行するに
は、一旦、現在実行中のシステムを終了してシステムを
再起動する。そして、この再起動時に、ディスクスナッ
プショット部３のイメージ選択機能によりスナップショ
ットＳＳ１をディスクイメージとしてユ−ザなどが選択
する。これにより、スナップショットＳＳ１に対応した
ＳＳ１用のファイルシステムが構築され、スナップショ
ットＳＳ１のファイルをアクセスするアプリケーション
プログラムを実行できるようになる（Ｔ２）。さらに、
通常のアプリケーションプログラムをを実行するには、
システムを再起動して、再起動時に最新のディスクイメ
ージを選択するようにする。

【００６７】なお、図１９ではユーザなどがイメージを
選択するのはシステム起動時だけであったが、ディスク
スナップショット部３に次回のシステム起動時に選択す
べきイメージを記録する次回記録機能を持たせて、イメ
ージ選択機能はこの次回記録機能に記録されたイメージ
を選択するようにもできる。これにより、システム起動
時以外でも、ユーザなどだけでなくアプリケーション
（たとえばＴ１期間に実行されるアプリケーションプロ
グラム）からでもイメージを選択できるようになる。こ
の次回記録機能は、ディスク装置４の予め決めた場所に
選択すべきイメージを保存しておき、システム起動時に
この情報を読み出してイメージ選択機能に教えるだけの
簡単なプログラムで実現できる。

【００６８】最後に、アプリケーションプログラムから
スナップショットをアクセスするこれら第１乃至第４の
方法は、それぞれ排他的に適用されるのではなく、任意
に組み合わせて適用することも可能である。

【００６９】ところで、これまでスナップショットの識
別情報としては、ＳＳ１〜ＳＳ３を使っていたが、これ
だけではいつの時点のスナップショットか分かりにく
く、一旦スナップショッ卜を参照してから別のスナップ
ショットを参照すべきことが判明する場合も多い。そこ
で、図１４に示すように、スナップショット情報１０と
してスナップショットを採取した日時を保存するフィー
ルドを用意し、ディスクスナップショット部３がスナッ
プショット採取時のタイムスタンプだけでなく、日時も
スナップショット情報に記録するようにする。そして、
この日時をスナップショットに対応した擬似ディスクや
擬似メディアの識別情報として用いることにより、いつ
の時点のスナップショットかすぐに分かり、効率のよい
スナップショッ卜の運用が可能になる。

【００７０】（第４実施形態）次に、この発明の第４実
施形態を説明する。

【００７１】これまでに述べた実施形態では、一度採取
したスナップショットは参照だけで変更しないことを前
提に説明してきた。よって、図２０（ａ）に示すよう
に、各スナップショットは採取された時間順に一直線に
並んでおり一番先頭が最新のディスクイメージとなる順
序関係があった。しかしながら、先に述べたシステムデ
ィスクのスナップショットの場合、オペレーティングシ
ステム起動途中やオペレーティングシステム実行中にフ
ァイルの作成、変更、削除などが行なわれ、また、グル
ープウェアやＤＢＭＳなどのアプリケーションプログラ
ムからスナップショットのファイルをアクセスする場合
も、アプリケーションプログラムが実行中である旨の情
報などがファイルに書き込まれる。しかも、古いスナッ
プショットの状態から起動したシステムを使って次にス
ナップショットを採取しても、それは古いスナップショ
ットに戻る前の最新イメージＫとも異なる。このような
揚合、戻る前の最新イメージＫも参照したくなる場合が
あると考えられる。つまり、図２０（ｂ）に示すよう
に、スナップショットＳＳ１、ＳＳ２、ＳＳ３の順番で
スナップショットを採取した後で、ＳＳ２のスナップシ
ョット時点から再起動したシステムでは、ＳＳ３への変
更とは全く異なる変更を行ない、さらにそれに対するス
ナップショットＳＳ４を採取するなどができなければな
らない。また、図２０（ｂ）に示すように、複数の最新
ディスクイメージを並行してアクセスできる必要もあ
る。

【００７２】以下ではスナップショットの変更方法につ
いて説明する。

【００７３】まず、スナップショットの変更を可能にす
るには、図２１に示すように、ディスク装置４上のスナ
ップショット情報として、親となるスナップショット情
報（親ＳＳ）と、親ＳＳからそのスナップショットまで
に書き出されたストライプのタイムスタンプを保存する
ようにする。たとえば、図１４のスナップショットＳＳ
３は、その基となったスナップショットはＳＳ２である
ので、スナップショット情報の親ＳＳとしてＳＳ２を保
存する。また、ＳＳ２からＳＳ３への間に書き出された
ストライプのタイムスタンプは、ＴＳ６〜ＴＳ８である
ので、スナップショッ卜情報のタイムスタンプとしてＴ
Ｓ６〜ＴＳ８を保存する。また、複数の最新ディスクイ
メージを実現するため、スナップショット情報と同様
に、親ＳＳとその親ＳＳからその最新イメージまでに書
き出されたストライプのタイムスタンプとを最新イメー
ジ（ＮＩ）情報としてディスク装置４上に保存する。

【００７４】ここで、図２０（ａ）の状態から図２０
（ｂ）のように、スナップショットＳＳ２を変更してス
ナップショットＳＳ４を作成する場合を考える。まず、
先に述べた擬似ディスクなどを使ってＳＳ２の参照を行
なう。そして、オペレーティングシステムやアプリケー
ションプログラムがこのスナップショッ卜ＳＳ２を更新
し、それに対する書き込みブロックがディスクスナップ
ショット部３に到着した段階で、ディスクスナップショ
ット部３はＳＳ３の先にある最新イメージＮＩ１への追
加的更新でないので、最新イメージ情報として最新イメ
ージＮＩ２を作成する。（親ＳＳはＳＳ２であるので、
この情報がＮＩ２の親ＳＳとして保存される。）さら
に、通常のディスクスナップショット部３の書き込み動
作と同じように、メモリ６上の書き込みバッファ８にこ
の書き込みブロックを順次溜め、書き込みデータが１ス
トライプ分に１ブロック少ない数（Ｋ−１）だけ書込み
バッファ８に溜まった段階で、ディスク装置４に書き込
みにいく。最後の書き込みブロックとして、各ブロック
の論理アドレスとタイムスタンプとから論理アドレスタ
グブロックを作成するのも同じである。なお、通常の最
新イメージＮＩ１とＳＳ２の更新とを同時に行なう場合
には、スナップショット変更用に別の書き込みバッファ
８を用意して、それぞれ別々に溜める。そして、ディス
ク装置４に書き込んだストライプＳＴ１０のタイムスタ
ンプＴＳ１０１を最新イメージＮＩ２のタイムスタンプ
として記録する（図２１参照）。

【００７５】ＳＳ２の変更が進んでスナップショットＳ
Ｓ４を採取する処理も前述のスナップショット採取処理
と同じである。つまり、まだ埋まっていない部分に対応
する書き込み管理テーブル９にヌルアドレスを格納し
て、書き込みバッファ８にその時点で溜まっているデー
タをディスク装置４に書き込みにいく。そして、最新イ
メージＮＩ２の情報（親ＳＳがＳＳ２、タイムスタンプ
がＴＳ１０１）とこのときに付加したタイムスタンプの
値ＴＳ１０２とから、スナップショットＳＳ４のスナッ
プショット情報として、親ＳＳとしてＳＳ２、タイムス
タンプとしてＴＳ１０１〜ＴＳ１０２をディスク装置４
へ書き込む。そして、タイムスタンプの値は書き込みが
完了した段階でインクリメントされる。また、最新イメ
ージＮＩ２の最新イメージ情報は、親ＳＳとして新しく
作成したＳＳ４が保存され、タイムスタンプはクリアさ
れる。

【００７６】さらに、このスナップショットＳＳ４が更
新されストライプＳＴ１３がディスク装置に書き出され
た場合は、最新イメージＮＩ２のタイムスタンプ情報に
はＴＳ１０３が保存される。

【００７７】次に、スナップショットを変更する場合の
最新イメージやスナップショットの参照処理について説
明する。たとえば、ディスク装置４が図２１の状態であ
るときに、スナップショットＳＳ４を参照する場合を考
える。このＳＳ４は、ＳＳ２を元に変更を加えたスナッ
プショットであるので、参照時の変換マップ作成の対象
とすべきストライプはＳＳ２対象のＳＴ１〜ＳＴ５とＳ
Ｓ２からＳＳ４への変更分のＳＴ１０〜ＳＴ１１とでな
ければならない。そこで、これらのストライプを以下の
手順で見つける。

【００７８】まず、スナップショット情報を使って、Ｓ
Ｓ４の親ＳＳがＳＳ２であることとＳＳ２からＳＳ４へ
の更新データを書き出したストライプのタイムスタンプ
がＴＳ１０１〜ＴＳ１０２であることを知る。次に、ス
ナップショット情報１０を使って、ＳＳ２の親ＳＳがＳ
Ｓ１であることとＳＳ１からＳＳ２への更新データを書
き出したストライプのタイムスタンプがＴＳ４〜ＴＳ５
であることを知る。この処理を親ＳＳが無くなるまで繰
り返すことにより、スナップショットＳＳ４までに書き
出されたストライプのタイムスタンプが、ＴＳ１〜ＴＳ
３、ＴＳ４〜ＴＳ５、ＴＳ１０１〜ＴＳ１０２であるこ
とが分かる。

【００７９】よって、ディスク上の各ストライプのタイ
ムスタンプを比較することにより、ＳＳ４参照時の対象
ストライプであるＳＴ１〜ＳＴ５とＳＴ１０〜ＳＴ１１
とを見つけられる。なお、先に説明した実施形態では、
最新ディスクイメージを読み出す場合には、ディスク装
置上の全ストライプを対象に変換マップを作成すれば良
かったが、ストライプの変更が可能な場合には、最新イ
メージ情報とスナップショット情報とを使い、スナップ
ショット参照と同様の処理を行なって対象とすべきスト
ライプのタイムスタンプを求める。

【００８０】なお、前述のスナップショット変更処理の
説明では、ストライプを書き込む度に最新イメ一ジ（Ｎ
Ｉ）情報のタイムスタンプ情報を変更していた。また、
スナップショット情報や最新イメージ情報のタイムスタ
ンプ情報などは、図２１に示すように、区間情報の方が
扱い易い。そこで、最新イメージ（ＮＩ）を作成すると
きに、書き出す際に用いるタイムスタンプ値を予め予約
しておき、ディスク装置にタイムスタンプ（ＴＳ）情報
として保存しておく方法が考えられる（図２１参照）。
これにより、ストライプを書き出す度に最新イメージ情
報のタイムスタンプを更新しなくても、ディスク上の全
ストライプのタイムスタンプを調べることによって、こ
の情報を再現できる。たとえば、ストライプＳＴ１３を
書き出したときに最新イメージＮＩ２のタイムスタンプ
を更新しなくても、最新イメージＮＩ２のタイムスタン
プはＴＳ１０１〜ＴＳ２００が割り当てられることと、
ディスク装置４上のストライプでこの区間に入る最大の
タイムスタンプはＴＳ１０３であることから、ＮＩ２の
タイムスタンプは最後がＴＳ１０３であることが分か
る。また、予めタイムスタンプ値を最新イメージごとに
分けているので、スナップショット情報やＮＩ情報のタ
イムスタンプ値は必ず区間情報になる。

【００８１】ここで、図２２を参照してスナップショッ
トの削除について考える。スナップショットの変更を許
さない場合、図２２（ａ）のようにスナップショットＳ
Ｓ２を削除するにはスナップショット情報のスナップシ
ョットＳＳ２に関する情報を削除するだけで良く、特別
な処理を必要としない。しかしながら、スナップショッ
トの更新が可能な場合には、スナップショットの削除処
理はもっと複雑になる。まず、スナップショット情報や
最新イメージ情報には親ＳＳを含む。よって、親ＳＳが
削除された場合には、削除された親ＳＳの親ＳＳをスナ
ップショット情報や最新イメージ情報の親ＳＳにする必
要がある。また、スナップショット情報や最新イメージ
情報のタイムスタンプは、削除された親ＳＳのタイムス
タンプも含むように修正する必要がある。

【００８２】さらに、図２１のディスク状態で図２２
（ｂ）のようにスナップショットＳＳ３と最新イメージ
ＮＩ１とを削除する場合には、図２３に示すように、ス
ナップショット情報とＮＩ情報とを削除するだけでな
く、削除ストライプ情報（ＤＥＬ情報）としてスナップ
ショットＳＳ３と最新イメージＮＩ１のタイムスタンプ
とをディスク装置４上に保存して、これらのタイムスタ
ンプを使わないようにする必更がある。

【００８３】（第５実施形態）次に、この発明の第５実
施形態を説明する。

【００８４】これまで述べた実施形態におけるスナップ
ショット採取処理では、その時点で溜まっていた更新デ
ータだけで１つのストライプを構成しディスク装置を書
き出していたので、スナップショット採取時のストライ
プには更新データが無く無駄である領域が出でしまう。
したがって、スナップショット採取の頻度が多い場合に
は、ディスク装置４上に無駄な領域が増えてしまう。

【００８５】そこで、スナップショット採取処理は先の
場合と同じで、まだ埋まっていない部分に対応する書き
込み管理テーブル９にヌルアドレスを格納し、書き込み
バッファにその時点で溜まっているデータにタイムスタ
ンプを付けてディスク装置４に書き込みに行く。このと
き、スナップショット情報としては、図２４に示すよう
に、タイムスタンプ値だけでなく、スナップショット採
取時に溜まっていたストライプ内のブロック番号も保存
する。

【００８６】そして、スナップショット採取直後の書き
込み処理において、書き込みバッファ８やバッファ管理
テーブル９をクリアすることなく、更新データを続けて
書き込みバッファ８に格納する。そして、この書き込み
バッファ８が１ストライプ分に１ブロック少ない数（Ｋ
−１）だけ溜まった段階で、論理アドレスタグブロック
を作成し、ディスク装置４に書き出す。このとき、論理
アドレスタグブロックのタイムスタンプには、スナップ
ショット採取時の値を、書き出すディスク装置４の位置
は、スナップショット採取と同じストライプに上書きす
る。（図２４のＳＴ３）このように採取したスナップシ
ョットの参照処理では、スナップショット情報のタイム
スタンプ値とタイムスタンプが一致するストライプにつ
いては、スナップショット情報のブロックまでをそのス
ナップショットの対象として変換マップ作成時の無効ブ
ロックの判定を行なう。つまり、図２４の場合には、ス
トライプＳＴ３についてはブロックＢ１〜Ｂ６がスナッ
プショットの対象となるブロックとする。

【００８７】スナップショット採取直後の書き出し処理
とスナップショット参照処理とにおいて、以上のように
処理することにより、スナップショットのストライプに
も無駄な領域を作らないでスナップショット採取するこ
とができる。

【００８８】（第６実施形態）次に、この発明の第６実
施形態を説明する。

【００８９】これまで述べた実施形態においてディスク
スナップショット部３として採用している、更新前デー
タの領域を書き換えるのではなく、更新データを溜めて
おいてディスク装置内の予め用意された別の空領域にま
とめて書き込む方法では、空領域が常に存在することが
必須である。そのため、ファイルシステム２からのディ
スクアクセスが空いている間に、すでに他の領域にデー
タが書き込まれて無効になっているデータを寄せ集めて
空領域を作る必要がある。ここでは、この処理を詰替え
処理と呼ぶものとする。この詰替え処理は、先に述べた
無効ブロック判定とストライプ統合との２つのステップ
からなる。ここで、無効ブロックとは、スナップショッ
ト参照としても、通常の読み出しとしてもアクセスされ
ないブロックのことである。つまり、スナップショット
参照用変換マップおよび読み出し用変換マップのいずれ
からも指されていないブロックが無効ブロックである。

【００９０】ストライプ統合の例として、図２５に示す
ように２つのストライプＳＴ１、ＳＴ３を１つのストラ
イプＳＴ１０に統合する場合を考える。図２５に示すよ
うに、ストライプＳＴ１では、Ｂ２、Ｂ７、Ｂ８、Ｂ１
２、Ｂ１３の５ブロックが有効であり、他の１０ブロッ
クは無効であるとする。同様に、ストライプＳＴ３で
は、ブロックＢ１８、Ｂ１９、Ｂ２０、Ｂ２１、Ｂ２
２、Ｂ２４、Ｂ２５、Ｂ２７、Ｂ２９の９ブロックが有
効であり、他の６ブロックが無効であるとする。この２
つのストライプの有効ブロックは、合わせて１４ブロッ
クしかないので、この２つのブロックを１つに統合する
ことにより、結果として１つの空領域が作れることにな
る。

【００９１】ストライプ統合では、２つのストライプを
メモリ内に読み出し、有効ブロックだけを詰めて書込み
バッファに移す。それに合わせて、論理アドレスタグ
も、図２６に示すように、ＴＧ１、ＴＧ３から有効ブロ
ックの論理アドレスだけを対応する位置に移して新しい
論理アドレスタグＴＧ１０を作り、その時点のタイムス
タンプを更新する。この例では、１４個の有効ブロック
しかなかったので、最後のデータブロックは空状態のま
ま書き込む。このときは、論理アドレスタグＴＧ１０の
最後のデータブロックに対する論理アドレスにヌルルア
ドレスを入れることによりデータが入っていないことを
表わせるので問題はない。

【００９２】しかしながら、スナップショットがある場
合、ただ詰替えを行なったのでは詰替える前の領域を空
き状態にできない。図２７を参照してこれらについて説
明する。

【００９３】たとえば、図２７に示すように、ストライ
プＳＴ１とＳＴ３を詰替えて新しいストライプＳＴ１０
を作ったとしても、スナップショット情報では、スナッ
プショットＳＳ１はタイムスタンプがＴＳ１からＴＳ４
であるストライプが対象であり、スナップショットＳＳ
１の参照では、空き状態であるはずのストライプＳＴ１
およびＳＴ３のブロックをアクセスにいってしまう。

【００９４】そこで、図２７に示すように、詰替え情報
として、詰替えで作成されたストライプのタイムスタン
プをディスク上に保存する。また、ストライプの参照処
理では、スナップショット情報のタイムスタンプ値から
決まるストライプだけでなく、詰替え情報のタイムスタ
ンプのストライプも対象とする。たとえば、スナップシ
ョットＳＳ１の参照処理では、タイムスタンプがＴＳ４
より小さいストライプ（ＳＴ１〜ＳＴ４）だけでなく、
詰替え情報のタイムスタンプのストライプ（ＳＴ１０）
も無効ブロック判定の対象とする。これにより、ストラ
イプＳＴ１０はストライプＳＴ１およびＳＴ３の有効ブ
ロックだけを詰替えたものであることから、ストライプ
ＳＴ１およびＳＴ３の全ブロックは必ず無効と判定さ
れ、ストライプＳＴ１およびＳＴ３はスナップショット
からも参照されることはなくなる。よって、実質的には
空き領域となる。

【００９５】ただし、この方法は、同一のスナップショ
ットのみから対象とされるストライプ同士を詰替えた場
合にのみ正しく動作し、図２８に示すような、スナップ
ショットＳＳ１、ＳＳ２、ＳＳ３が対象とするストライ
プＳＴ２と、スナップショットＳＳ２、ＳＳ３が対象と
するストライプＳＴ６とを詰替えて、ストライプＳＴ１
０を作るような場合には正しく動作しない。なぜなら
ば、ストライプＳＴ１０にはスナップショットＳＳ１採
取後に書き出されたストライプＳＴ６の更新ブロックが
含まれているため、スナップショットＳＳ１の参照処理
でストライプＳＴ１０も対象にしてしまうと、ＳＳ１採
取時のディスク状態が再現できないからである。

【００９６】そこで、図２８に示すように、詰替えによ
って作成されたストライプの中に、元になった各ストラ
イプのタイムスタンプと元ブロックが格納されているブ
ロック位置とを元ストライプ情報として保存する。そし
て、スナップショットの参照処理において、詰替えによ
って作成されたストライプ（詰替え情報から分かる）に
対しては、この元ストライプ情報も活用して不要なブロ
ックを対象にしないようにする。つまり、先のスナップ
ショットＳＳ１の参照処理においては、ストライプＳＴ
１０の全ブロックを対象にするのではなく、スナップシ
ョットＳＳ１のタイムスタンプＳＴ４より小さい、ブロ
ックＢ１〜Ｂ６（タイムスタンプＴＳ２）だけを対象に
する。これにより、スナップショットＳＳ１採取時のデ
ィスクイメージを再現できるとともに、ストライプＳＴ
２の全ブロックが無効となりＳＴ２を空き領域にでき
る。

【００９７】最後に、これまでの詰替え処理の説明で
は、無効ブロックとはスナップショット参照としても通
常の最新イメージの読み出しとしてもアクセスされない
ブロックと定義し、スナップショット参照用変換マップ
と読み出し用変換マップとが作成され、それらの変換マ
ップから参照されないブロックを見つける方法を取って
いた。しかしながら、この方法では、スナップショット
数が多くなると作成すべき変換マップの数も多くなり、
非常に効率が悪い。

【００９８】そこで、無効ブロックの判定に無効ブロッ
クに対応したビットマップを使う方法について説明す
る。図２９には無効ブロックに対応したビットマップを
使った無効ブロック判定のための構成が示されている。

【００９９】図２９に示すように、メモリ６上には現時
点の最新ディスクイメージを構成するディスク装置４上
の全ブロックの状態をビットマップとして保持する。

【０１００】このビットマップは、全ビットを無効状態
に初期化した後、読み出し用変換マップから参照される
ブロックに対応するビットを有効状態にすることにより
容易に作成できる。また、書き出し処理により書き込み
バッファ８内の更新データが空き状態のストライプに書
き出されると、書き出したストライプのビットマップを
有効状態にする（なお、書き込みバッファ管理テーブル
９にヌルアドレスをセッ卜されたブロックに対応するビ
ッ卜は無効のままとする）。さらに、この書き出しによ
り変更された論理アドレスに対する書き出し以前のブロ
ック位置を読み出し用変換マップから求めて、このブロ
ックを無効化されたブロックとして対応するビットマッ
プを無効状態にする。以上のビットマップ変更を更新デ
ータの書き出し処理ごとに行なえば、常に最新ディスク
イメージを構成するディスク装置４上の全ブロックの状
態を維持できるようになる。

【０１０１】そこで、チェックポイント採取処理では、
図２９に示すように、このビットマップもスナップショ
ット情報として保存する。そして、無効ブロックの判定
処理では、メモリ６上のビットマップとスナップショッ
ト情報の全ビットマップとを調べることにより、無効状
態にあるブロックを無効ブロックと判定する。これによ
り、スナップショットの変換マップを作成しなくても、
無効ブロックの判定が可能となり、詰替えるべきストラ
イプを容易に見つけることが可能となる。

【０１０２】なお、図２９では、メモリ６の全ビットマ
ップをスナップショット情報として保存したが、このビ
ットマップは無効ブロックの判定に用いるだけなので、
図３０に示すように、スナップショット採取時に無効ブ
ロックの多いストライプに対するビットマップだけをス
ナップショット情報として保存することもできる。図３
０の例では、ストライプＳＴ３、ＳＴ５、ＳＴ６、ＳＴ
１０の無効ブロックが多いので、これらのストライプの
ビットマップだけがストライプ情報として保存されてい
る。これにより、スナップショット情報のための領域を
減らせ、詰替えのための無効ブロック判定も効率よく行
なえる。

【０１０３】（第７実施形態）次に、この発明の第７実
施形態を説明する。

【０１０４】これまでに述べた実施形態では、更新デー
タやスナップショット情報、最新イメージ情報、削除ス
トライプ情報、詰替え情報を記憶するディスク装置は１
台であるものとして説明してきたが、図３１に示すよう
に、複数のディスク装置から１台の論理的ディスク装置
を構成したディスクアレイ装置（ＲＡＩＤ０、１、３、
４、５）であっても良い。このとき、これまでの説明で
使ってきたストライプのサイズとしては、ＲＡＩＤ０の
場合は、“ストライプユニット単位（そのディスク装置
の１トラック長に近いサイズが好ましい）＊ディスク台
数”を選び、一方、ＲＡＩＤ３、４、５の場合は、“ス
トライプユニット単位＊（ディスク台数−１）”を選ぶ
ことにより、全ディスクを同じタイミングで書き込める
ため非常に効率が良い。特に、冗長情報としてパリティ
を使うＲＡＩＤ４、５では、通常必要な２回の読み出し
と１回の書き込みが不要になり、非常に効率が良い。

【０１０５】なお、この発明は、不揮発性記憶装置とし
てディスク装置を用いるコンピュータシステムだけでは
なく、光磁気ディスク、ＤＶＤ−ＲＡＭおよびＥＥＰＲ
ΟＭなどのあらゆる不揮発性記憶装置を用いるスナップ
ショットやバックアップを必要とするコンピュータシス
テムに適用可能である。

【０１０６】

【発明の効果】以上詳述したように、この発明では、た
とえばディスク装置などの不揮発性記憶装置とファイル
システムとの間に、ディスクレベルのスナップショット
を採取するスナップショット管理手段を介在させる構造
を採用するため、既存のコンピュータシステムのファイ
ルシステムをそのまま使え、専用のファイルシステムを
新しく開発する必要がない。また、ファイルシステム自
身もブロック木構造である必要はまったくなく、ＮＴＦ
Ｓなどのエクステントベースのファイルシステムにでも
適用できる。さらに、従来発生していた、スナップショ
ッ卜作成後の更新性能が大きく低下するという問題もな
い。そして、スナップショットはスナップショット情報
という簡単なデータ構造で実現されるため、スナップシ
ョットに対する操作は読み出しだけでなく更新も可能と
なり、ファイルをコピーしなくてもファイル更新を伴な
うアプリケーションプログラム（ＤＢＭＳ、メールな
ど）を使って過去のスナップショットをアクセスして必
要な情報を取り出せる。また、スナップショットは擬似
ディスク、リムーバブルメディア、最新ディスクイメー
ジとして見せることにより、スナップショットをアクセ
スするために、既存のオペレーティングシステム、ファ
イルシステムおよびアプリケーションプログラムなどを
改造することなく、既存のコンピュータシステムにその
まま適用することが可能である。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明の第１実施形態に係るコンピュータシ
ステムの構成を示す概念図。

【図２】同第１実施形態のディスクスナップショット部
の構成を示す概念図。

【図３】同第１実施形態の揮発性メモリ内の書き込みバ
ッファとバッファ管理テーブルとの関係を示す図。

【図４】同第１実施形態のディスク装置上の空領域を示
す図。

【図５】同第１実施形態のコンピュータシステムにおけ
る書き込み処理を説明すための図。

【図６】同第１実施形態の無効ブロックの判定処理を説
明するための図。

【図７】図６の例における２つのストライプＳＴ１、Ｓ
Ｔ２の論理アドレスタグＴＧ１、ＴＧ２の内容を示す
図。

【図８】同第１実施形態の論理アドレスから物理アドレ
スへの変換マップを示す図。

【図９】同第１実施形態のコンピュータシステムにおけ
るスナップショットの採取処理を説明するための図。

【図１０】同第１実施形態のコンピュータシステムにお
けるスナップショットの参照処理を説明するための図。

【図１１】ディスク状態が図１０である場合のスナップ
ショット用変換マップと読み出し用変換マップとの様子
を示す図。

【図１２】ディスクスナップショット部がもつスナップ
ショット採取時のディスクイメージを別の擬似ディスク
として見せる擬似ディスク機能を説明するための図。

【図１３】この発明の第２実施形態に係るコンピュータ
システムのスナップショット採取手順を説明するための
フローチャート。

【図１４】この発明の第３実施形態に係るコンピュータ
システムのスナップショット情報を示す図。

【図１５】同第３実施形態の複数のスナップショットを
アプリケーションプログラムからアクセスする第１の方
法を説明するための図。

【図１６】同第３実施形態の複数のスナップショットを
アプリケーションプログラムからアクセスする第２の方
法を説明するための図。

【図１７】同第３実施形態の複数のスナップショットを
アプリケーションプログラムからアクセスする第３の方
法を説明するための図。

【図１８】同第３実施形態の複数のスナップショットを
アプリケーションプログラムからアクセスする第４の方
法を説明するための図。

【図１９】同第３実施形態の複数のスナップショットを
アプリケーションプログラムからアクセスする第４の方
法におけるコンピュータシステムの運用例を示す図。

【図２０】この発明の第４実施形態に係るコンピュータ
システムにおけるスナップショットの変更を説明するた
めの図。

【図２１】同第４実施形態のスナップショット情報、最
新イメージ情報およびタイムスタンプ情報を説明するた
めの図。

【図２２】同第４実施形態のコンピュータシステムにお
けるスナップショットの削除を説明するための図。

【図２３】同第４実施形態のスナップショット情報、最
新イメージ情報およびタイムスタンプ情報のスナップシ
ョットの削除に伴なう取り扱いを説明するための図。

【図２４】この発明の第５実施形態に係るコンピュータ
システムのスナップショット情報を示す図。

【図２５】この発明の第５実施形態に係るコンピュータ
システムにおける詰替え処理を説明するためのストライ
プを示す図。

【図２６】同第５実施形態のコンピュータシステムにお
ける詰替え処理を説明するための論理アドレスタグを示
す図。

【図２７】同第５実施形態のコンピュータシステムにお
ける詰替え情報を説明するための図。

【図２８】同第５実施形態のコンピュータシステムにお
ける元ストライプ情報を説明するための図。

【図２９】同第５実施形態の無効ブロックに対応したビ
ットマップを使った無効ブロック判定のための構成を示
す図。

【図３０】同第５実施形態のスナップショット採取時に
無効ブロックの多いストライプに対するビットマップだ
けをスナップショット情報として保存する例を示す図。

【図３１】この発明の第７実施形態に係るコンピュータ
システムのディスク装置をディスクアレイ装置で構成し
た例を示す図。

【図３２】従来のスナップショットの作成を説明するた
めの図。

【図３３】従来のスナップショットの作成の問題点を説
明するための図。

【符号の説明】

１ａ〜１ｃ…アプリケーションプログラム、２…ファイ
ルシステム、３…ディスクスナップショット部、４…デ
ィスク装置、５…ディスクスナップショット制御部、６
…揮発性メモリ、７…タイムスタンプ、８…書き込みバ
ッファ、９…バッファ管理テーブル、１０…ディスクス
ナップショット情報、１１…スナップショット参照用フ
ァイルシステム、１２…スナップショット参照用ユーテ
ィリティプログラム、１３…スナップショット用ディス
ク装置。

Claims (31)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 不揮発性記憶装置に格納されたファイル
   群に対するアプリケーションプログラムからの更新を含
   むアクセスを管理するファイルシステムを備えたコンピ
   ュータシステムにおいて、 前記ファイルシステムと前記不揮発性記憶装置との間に
   介在し、前記ファイル群の内容を所定の時点に復元する
   ためのスナップショットを前記不揮発性記憶装置ごとに
   採取して、それぞれの不揮発性記憶装置上に格納するス
   ナップショット管理手段を具備することを特徴とするコ
   ンピュータシステム。
2. 【請求項２】 前記スナップショットに対するアクセス
   を管理するスナップショット用ファイルシステムをさら
   に具備し、 前記スナップショット管理手段は、前記スナップショッ
   ト用ファイルシステムに対して前記不揮発性記憶装置を
   別の擬似記憶装置に見せ掛ける手段を有することを特徴
   とする請求項１記載のコンピュータシステム。
3. 【請求項３】 前記スナップショット管理手段は、前記
   スナップショット用ファイルシステムに対して前記擬似
   記憶装置をメディアが差し替え可能なリムーバブル記憶
   装置に見せ掛ける手段を有することを特徴とする請求項
   ２記載のコンピュータシステム。
4. 【請求項４】 前記スナップショットに対するアクセス
   を管理するスナップショット用ファイルシステムをさら
   に具備し、 前記スナップショット管理手段は、前記ファイルシステ
   ムおよび前記スナップショット用ファイルシステムに対
   して前記不揮発性記憶装置をメディアが差し替え可能な
   リムーバブル記憶装置に見せ掛ける手段を有することを
   特徴とする請求項１記載のコンピュータシステム。
5. 【請求項５】 前記スナップショット管理手段は、シス
   テム起動時に選択されたスナップショットの採取時の内
   容を前記ファイル群が示すように前記不揮発性記憶装置
   を立ち上げる手段を有することを特徴とする請求項１、
   ２、３または４記載のコンピュータシステム。
6. 【請求項６】 前記スナップショット管理手段は、次回
   のシステム起動時に選択すべきスナップショットを記録
   する手段を有することを特徴とする請求項５記載のコン
   ピュータシステム。
7. 【請求項７】 前記スナップショット管理手段は、前記
   不揮発性記憶装置上に格納された前記スナップショット
   に対して追加的な変更を施す手段を有することを特徴と
   する請求項１記載のコンピュータシステム。
8. 【請求項８】 前記スナップショット管理手段は、前記
   不揮発性記憶装置上に格納された前記スナップショット
   に対して施された追加的な変更を無効とする手段を有す
   ることを特徴とする請求項７記載のコンピュータシステ
   ム。
9. 【請求項９】 前記スナップショット管理手段は、前記
   スナップショットを採取したときの日時をスナップショ
   ット情報として記録する手段を有することを特徴とする
   請求項１、２、３、４、５、６、７または８記載のコン
   ピュータシステム。
10. 【請求項１０】 前記ファイルシステムは、更新データ
    を一時的に格納するキャッシュ領域を備え、 前記キャッシュ領域に格納された更新データすべてを前
    記不揮発性記憶装置に反映させるように前記ファイルシ
    ステムに指示するとともに、この更新データを含むスナ
    ップショットを採取するように前記スナップショット管
    理手段に指示する全書き戻し状態実現手段をさらに具備
    することを特徴とする請求項１、２、３、４、５、６、
    ７、８または９記載のコンピュータシステム。
11. 【請求項１１】 前記全書き戻し状態実現手段は、前記
    スナップショット管理手段に対して第１の指示を与える
    とともに、前記ファイルシステムに対して前記更新デー
    タの前記不揮発性記憶装置への反映を指示した後、前記
    ファイルシステムから反映完了の返答を受け取ったとき
    に、前記スナップショット手段に対して第２の指示を与
    え、 前記スナップショット管理手段は、前記第１の指示を受
    け取ってから第２の指示を受け取るまで間に、前記ファ
    イルシステムから前記更新データの書き出しがないとき
    にのみ、前記スナップショットを採取することを特徴と
    する請求項１０記載のコンピュータシステム。
12. 【請求項１２】 不揮発性記憶装置に格納されたファイ
    ル群に対するアプリケーションプログラムからの更新を
    含むアクセスを管理するファイルシステムとＫ個の論理
    ブロックに相当する容量を有する書き込みバッファとを
    備えたコンピュータシステムに適用されるデータ退避方
    法において、 通常の書き込み処理では、 前記書き込みバッファに更新すべきデータの論理ブロッ
    クを蓄積し、 その蓄積した論理ブロックがＫ−１個に達するまでその
    論理ブロックのデータ更新を遅延させ、 前記書き込みバッファに蓄積された各論理ブロックに対
    する論理アドレスから構成される論理アドレスタグブロ
    ックを生成し、 この論理アドレスタグブロックに書き込みの時間的順序
    を維持するためのタイムスタンプを付加し、 Ｋ−１個のブロックに前記論理アドレスタグブロックを
    加えたＫ個の論理ブロックを一つのストライプとして前
    記不揮発性記憶装置上の更新されるべきデータを保持す
    る領域とは別の空領域に連続して書き込み、 前記ファイル群の内容を所定の時点に復元するためのス
    ナップショットを採取するスナップショット採取処理で
    は、 スナップショット採取時点で更新すべきデータの論理ブ
    ロックが埋まっていない前記書き込みバッファ内のＫ−
    １−Ｌ個の各論理ブロックに対する論理アドレスをヌル
    アドレスとし、 スナップショット採取時点の前記書き込みバッファに蓄
    積されたＬ個の各論理ブロックに対する論理アドレスと
    前記ヌルアドレスとから構成される論理アドレスタグブ
    ロックを生成し、 この論理アドレスタグブロックに書き込みの時間的順序
    を維持するためのタイムスタンプを付加し、 前記Ｌ個の論理ブロックを含むＫ−１個のブロックに前
    記論理アドレスタグブロックを加えたＫ個の論理ブロッ
    クを一つのストライプとして前記不揮発性記憶装置上の
    更新されるべきデータを保持する領域とは別の空領域に
    連続して書き込み、 前記付加したタイムスタンプをスナップショット情報と
    して記録することを特徴とするデータ退避方法。
13. 【請求項１３】 前記採取したスナップショットに関し
    ては前記不揮発性記憶装置を別の擬似記憶装置に見せ掛
    け、 この擬似記憶装置に対する読み出し要求に対しては、 前記スナップショット情報として記録されたタイムスタ
    ンプで示される時刻またはそれ以前に書き込まれたスト
    ライプであって、読み出し要求された論理アドレスのブ
    ロックを含む最も後に書き込まれたストライプを検索
    し、 この検索により検出されたストライプの要求された論理
    アドレスに対応するブロックを読み出し、その読み出し
    たデータを要求の応答として返すことを特徴とする請求
    項１２記載のデータ退避方法。
14. 【請求項１４】 前記採取したスナップショットを格納
    する前記不揮発性記憶装置を別の擬似記憶装置に見せ掛
    け、 前記スナップショット情報として記録されたタイムスタ
    ンプで示される時刻またはそれ以前に書き込まれたスト
    ライプであって、各々の論理アドレスのブロックを含む
    最も後に書き込まれたストライプに対応する物理ブロッ
    クを検索し、 前記論理アドレスと前記検索により検出された物理ブロ
    ックとの対応関係を表すスナップショット用変換マップ
    を作成し、 前記擬似記憶装置に対する読み出し要求に対しては、前
    記作成したスナップショット用変換マップに基づいて、
    要求された論理アドレスに対応する物理ブロックを応答
    として返すことを特徴とする請求項１２のデータ退避方
    法。
15. 【請求項１５】 オペレーティングシステムからの前記
    擬似記憶装置に関する問い合わせに対してリムーバブル
    であると応答を返し、スナップショット切り替え後のア
    クセスでメディア不確定の応答を返し、かつ切り替え指
    定されたスナップショットのタイムスタンプを用いて前
    記擬似記憶装置に対する読み出し処理を実行することを
    特徴とする請求項１３または１４記載のデータ退避方
    法。
16. 【請求項１６】 システム起動時に参照すべきスナップ
    ショットを問い合わせ、 この問い合わせに応じて選択されたスナップショットの
    タイムスタンプを用いて前記擬似記憶装置に対する読み
    出し処理を実行することを特徴とする請求項１３または
    １４記載のデータ退避方法。
17. 【請求項１７】 次回のシステム起動時に選択すべきス
    ナップショットを記録し、 この記録されたスナップショットのタイムスタンプを用
    いて前記擬似記憶装置に対する読み出し処理を実行する
    ことを特徴とする請求項１３または１４記載のデータ退
    避方法。
18. 【請求項１８】 前記スナップショット情報を親となる
    スナップショットの識別子とその後に書き出されたスト
    ライプのタイムスタンプとから構成し、 スナップショットを参照する際、前記スナップショット
    情報で示された親となるスナップショットを辿りながら
    対象とするストライプを決定することを特徴とする請求
    項１３または１４記載のデータ退避方法。
19. 【請求項１９】 親となるスナップショットの識別子と
    その後に書き出されたストライプのタイムスタンプとか
    ら最新イメージ情報を構成し、 最新イメージを読み出す際、前記最新イメージ情報で示
    された親となるスナップショットを辿りながら対象とす
    るストライプを決定することを特徴とする請求項１３ま
    たは１４記載のデータ退避方法。
20. 【請求項２０】 最新イメージに対応するタイムスタン
    プの範囲を予め割り当ててタイムスタンプ情報として保
    存しておき、 最新イメージ情報のタイムスタンプとして、前記不揮発
    性記憶装置に書き込まれたストライプのタイムスタンプ
    であって前記タイムスタンプ情報の範囲内にあるものを
    求めることを特徴とする請求項１９記載のデータ退避方
    法。
21. 【請求項２１】 前記スナップショット情報または最新
    イメージ情報の削除を受け付けることを特徴とする請求
    項１３、１４、１５、１６、１７、１８、１９または２
    ０記載のデータ退避方法。
22. 【請求項２２】 削除によりアクセスされなくなったス
    トライプのタイムスタンプを削除スタンプ情報として保
    存する請求項１３、１４、１５、１６、１７、１８、１
    ９、２０または２１記載のデータ退避方法。
23. 【請求項２３】 前記スナップショット情報を前記タイ
    ムスタンプとストライプ内ブロック位置とにより構成
    し、 前記スナップショット採取後も前記書き込みバッファを
    クリアせず、 前記書き込みバッファ内の論理ブロックを前回の書き出
    し時と同じタイムスタンプで同じストライプ上に書き出
    すことを特徴とする請求項１３、１４、１５、１６、１
    ７、１８、１９、２０、２１または２２記載のデータ退
    避方法。
24. 【請求項２４】 最新イメージおよびスナップショット
    のいずれからも参照されないブロックを無効ブロックと
    して複数のストライプを新たな一つのストライプに詰め
    替えることを特徴とする請求項１３、１４、１５、１
    ６、１７、１８、１９、２０、２１、２２または２３記
    載のデータ退避方法。
25. 【請求項２５】 前記詰め替え後の新たなストライプの
    タイムスタンプを詰め替え情報として記録し、スナップ
    ショットを参照する際、前記詰め替え情報のタイムスタ
    ンプのストライプも検索対象のストライプに含めること
    を特徴とする請求項２４記載のデータ退避方法。
26. 【請求項２６】 前記詰め替え対象となったストライプ
    の識別子を前記詰め替え後の新たなストライプの元スト
    ライプ情報として記録し、スナップショットを参照する
    際、前記元ストライプ情報を用いることを特徴とする請
    求項２４記載のデータ退避方法。
27. 【請求項２７】 ストライプ内の各論理ブロックの状態
    を示すビットマップをスナップショット情報として保存
    し、無効ブロックの判定に用いることを特徴とする請求
    項２４、２５または２６記載のデータ退避方法。
28. 【請求項２８】 無効ブロックが多いストライプのビッ
    トマップのみをスナップショット情報として保存する請
    求項２７記載のデータ退避方法。
29. 【請求項２９】 前記スナップショット情報および最新
    イメージ情報に採取日時を付加し、 スナップショットまたは最新イメージの識別に前記付加
    した日時を用いることを特徴とする請求項１３、１４、
    １５、１６、１７、１８、１９、２０、２１、２２、２
    ３、２４、２５、２６、２７または２８記載のデータ退
    避方法。
30. 【請求項３０】 前記不揮発性記憶装置がＲＡＩＤ０の
    構成であったときには、前記ストライプサイズをストラ
    イプユニット単位＊ディスク台数とする請求項１２、１
    ３または１４記載のデータ退避方法。
31. 【請求項３１】 前記不揮発性記憶装置がＲＡＩＤ３、
    ＲＡＩＤ４およびＲＡＩＤ５のいずれかの構成であった
    ときには、前記ストライプサイズをストライプユニット
    単位×（ディスク台数−１）とする請求項１２、１３ま
    たは１４記載のデータ退避方法。