JPH1185589A - 情報記憶装置および同装置に適用される管理データ再構築方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】アドレス変換テーブルが障害を受けた場合でも
それを効率よく再構築できるようにし、情報記憶装置の
信頼性の向上を図る。 【解決手段】ホストシステムからライト要求を受ける
と、そのライト要求で指定された論理アドレスは書き込
み対象のユーザデータと一緒にボリューム内のユーザデ
ータ記憶領域１０６に書き込まれる。障害検知部１０７
によってボリューム内のアドレス管理テーブル１０３に
障害が発生している危険があることが検知されると、ア
ドレス管理テーブル再構築部１０８による再構築処理が
起動される。この再構築処理では、ユーザデータ記憶領
域１０６に書き込まれている論理アドレスが物理ブック
毎に順次読み出される。この論理アドレスを用いること
により、アドレス管理テーブル１０３の再構築が行われ
る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は情報記憶装置および
同装置における管理データ再構築方法に関し、特に記憶
領域上のユーザデータの配置を、ユーザデータが記録さ
れた記憶領域上の物理アドレスと、ホストシステムから
のユーザデータへのアクセスに用いる論理アドレスとの
対応で管理するためのアドレス変換テーブルを有する情
報記憶装置、およびこの情報記憶装置においてアドレス
変換テーブルを構成する管理データが破損した場合にそ
の管理データの再構築を行うための管理データ再構築方
法に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、大容量の情報記憶装置の需要が高
まるに連れて、複数の記録媒体や記憶デバイスを組み合
わせて用いることにより、装置全体の記憶容量や性能を
向上する方式の記憶装置が普及し始めている。例えば、
装置故障への耐性を高めたり、装置を並列動作させてア
クセス速度を向上するなどの目的で複数のハードディス
ク装置を組み合わせて使用するＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄ
ａｎｔ Ａｒｒａｙｓｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ
Ｄｉｓｋｓ）システムはこのような記憶装置の一例であ
る。

【０００３】また、ライブラリ装置に格納された光ディ
スクや磁気テープなどの複数の可搬型記録媒体を組み合
わせて論理的に大容量の記憶領域を提供する階層型の記
憶装置も普及が進んでいる。

【０００４】このように物理的な記憶領域が複数の媒体
や記憶デバイスに分散した情報記憶装置では、データの
所在場所によってデータへのアクセス速度が異なる場合
があるため、データのアクセス頻度や、シーケンシャル
に読み出されるデータかランダムにアクセスされるデー
タかなど、データの特性に応じてデータの配置管理が行
われることが多い。

【０００５】また、ＲＡＩＤレベル４または５のシステ
ムにおいては、データをライトする度にパリティをディ
スクからリードして更新する必要があり、そのためにラ
イト処理の速度が落ちるという問題がある。これを避け
るために、文献（ＵＳＰ５，１２４，９８７号“ＬＯＧ
ＩＣＡＬ ＴＲＡＣＫ ＷＲＩＴＥ ＳＣＨＥＤＵＬＩ
ＮＧ ＳＹＳＴＥＭ ＦＯＲ ＡＰＡＲＡＬＥＬＬ Ｄ
ＩＳＫ ＤＲＩＶＥＡＲＲＡＹ ＤＡＴＡ ＳＴＯＲＡ
ＧＥ ＳＵＢＳＹＳＴＥＭ”）には、新たなライトデー
タとオンザフライ（ｏｎ−ｔｈｅ−ｆｌｙ）で生成した
パリティとを未使用の論理トラックに書き込むように
し、バックグラウンドで古いデータを集めそれを未使用
論理トラックとして生成するという方法が開示されてい
る。この方法でも、使用論理トラックの生成及び管理の
ために、論理アドレスからドライブ装置上の物理アドレ
スへの対応を管理するマッピングテーブルが用いられて
いる。

【０００６】このように論理アドレスと物理アドレスと
の対応を管理するシステムでは、記録されたデータにア
クセスするためにはマッピングテーブルで、データの論
理的な位置を検索する必要があり、このマッピングテー
ブルに障害が発生した場合には、データの格納場所が特
定できなくなるので、データを記録しているセクタに異
常がなくても、データを失うという事態が発生する。こ
のような事態を防ぐため、マッピングテーブルを高い信
頼性で維持することが必要となる。

【０００７】通常、マッピングテーブルの更新は頻繁に
行われるので、マッピングテーブルは半導体メモリなど
の高速なデバイスに格納することが求められるが、電断
時にマッピングテーブルを失わないようにするために
は、頻繁にマッピングテーブルを不揮発性の記憶デバイ
スにコピーしてその内容をバックアップしたり、半導体
メモリ自体を高価な不揮発性にする必要があり、前者で
は、マッピングテーブルのコピーによって、データの読
み書き速度などのシステム性能が低下したり、後者では
装置のコストが高くなってしまうなどの問題がある。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】上述したように、従来
では、論理アドレスと物理アドレスとの対応を管理する
ための管理データの消失を防ぐためには、その管理デー
タを頻繁にバックアップするか、半導体メモリとして高
価な不揮発性メモリを使用することが必要となり、これ
によってシステム性能の低下や、コストアップが引き起
こされるという欠点があった。

【０００９】本発明はこのような点に鑑みてなされたも
のであり、論理アドレスと物理アドレスとを対応づける
ための上記の例のマッピングテーブルのようなアドレス
変換テーブルが障害を受けた場合でもそれを効率よく再
構築できるようにし、システム性能を犠牲にすることな
く、低コストで且つ信頼性の高い情報記憶装置および同
装置に適用される管理データ再構築方法を提供すること
を目的とする。

【００１０】

【課題を解決するための手段】上述の課題を解決するた
め、本発明は、ホストシステムからのアクセス要求で指
定される論理アドレスと記憶領域上のデータの格納位置
を示す物理アドレスとの対応関係を示すアドレス変換テ
ーブルを有し、このアドレス変換テーブルを用いて前記
記憶領域上のユーザデータの配置を管理する情報記憶装
置において、前記記憶領域上のユーザデータ記憶領域
に、ユーザデータを論理アドレスと一緒に書き込むデー
タ書き込み手段と、前記ユーザデータ記憶領域上に各ユ
ーザデータと共に格納されている論理アドレスを用い
て、前記アドレス変換テーブルを再構築する変換テーブ
ル再構築手段手段とを具備することを特徴とする。

【００１１】この情報記憶装置においては、ユーザデー
タを格納するユーザデータ領域上には、ユーザデータの
書き込みが行われる度に、その書き込み対象のユーザデ
ータと一緒に論理アドレスが書き込まれる。ユーザデー
タと論理アドレスとを一緒にユーザデータ領域上に書き
込むことにより、アドレス変換テーブルが障害を受けた
場合でも、ユーザデータ領域上にユーザデータと共に格
納されている論理アドレスを用いてアドレス変換テーブ
ルを再構築することができる。よって、システム性能を
犠牲にすることなく、低コストで且つ信頼性の高い情報
記憶装置を実現できる。

【００１２】なお、ユーザデータに何らかの管理データ
を付加して記録する技術としては、ユーザデータの記録
時にそのデータのヘッダーとして、データを検索するた
めのキーを記録しておく方法（ＵＳＰ４，６３３，３９
３号“ＧＥＮＥＲＩＣ ＫＥＹ ＦＯＲ ＩＮＤＥＸＩ
ＮＧ ＡＮＤ ＳＥＲＣＨＩＮＧ ＵＳＥＲ ＤＡＴＥ
ＩＮ Ａ ＤＩＧＩＴＡＬ ＩＮＦＯＲＭＡＴＩＯＮ
ＳＴＯＲＡＧＥ ＡＮＤ ＲＥＴＲＩＥＶＡＬ ＤＥ
ＶＩＣＥ”）や、記録されたユーザデータを高速に検索
できるように、キーをメモリ上にもつ方法（ＵＳＰ４，
６３３，３９１号“ＥＸＴＥＮＤＥＤ ＩＮＤＥＸ Ｆ
ＯＲ ＤＩＧＩＴＡＬ ＩＮＦＯＲＭＡＴＩＯＮ ＳＴ
ＯＲＡＧＥ ＡＮＤ ＲＥＴＲＩＥＶＡＬ ＤＥＶＩＣ
Ｅ）などがあるが、これらキーは管理データの復旧に使
用できるものではなく、装置の信頼性を高めることに寄
与するものではない。

【００１３】また、本発明は、ホストシステムからのア
クセス要求で指定される論理アドレスと記憶領域上のデ
ータの格納位置を示す物理アドレスとの対応関係を示す
アドレス変換テーブルを有し、このアドレス変換テーブ
ルを用いて前記記憶領域上のユーザデータの配置を管理
する情報記憶装置において、前記ホストシステムからデ
ータ書き込み要求が発行される度、ユーザデータの新旧
を判別するための順序番号を新たに発番する順序番号発
番手段と、前記記憶領域上のユーザデータ記憶領域に、
ユーザデータを、前記データ書き込み要求で指定された
論理アドレスおよび前記順序番号発番手段によって発番
された順序番号と一緒に書き込むデータ書き込み手段
と、前記ユーザデータ記憶領域上に各ユーザデータと共
に格納されている論理アドレスおよび順序番号を用い
て、前記アドレス変換テーブルを再構築する変換テーブ
ル再構築手段とを具備し、この変換テーブル再構築手段
は、ユーザデータと一緒に格納されている論理アドレス
の値が同一のユーザデータが前記ユーザデータ記憶領域
上に複数存在するとき、それらユーザデータと共に記録
された順序番号の中で最も新しく発番された順序番号を
持つユーザデータの格納位置に対応する物理アドレス
を、前記同一値の論理アドレスに対応付けることを特徴
とする。

【００１４】この構成によれば、書き込み処理毎に順序
番号を発番してその順序番号もユーザデータと一緒にユ
ーザデータ記憶領域に書き込んでいるので、データ再配
置によって同一論理アドレスが割り当てられている物理
ブロックが複数存在する場合であっても、アドレス変換
テーブルの再構築時に順序番号によって最新のユーザデ
ータを識別することが可能となり、既に存在する同一論
理アドレスの古いユーザデータに対応する管理データを
クリアするといった処理が不要となる。よって、書き込
み処理の高速化を実現できる。

【００１５】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照して本発明の実
施形態を説明する。

【００１６】（第１実施形態）図１には、本発明の第１
実施形態に係る情報記憶装置の構成が示されている。こ
の情報記憶装置は、複数の記憶媒体や記憶デバイスから
構成される大容量の記憶領域を管理し、ホストシステム
からの要求に基づいてその記憶領域に対するデータのリ
ード／ライトを行うものである。この情報記憶装置にお
いては、記憶領域上のユーザデータの配置を、ユーザデ
ータが記録された記憶領域上の物理アドレスと、ホスト
システムからのユーザデータへのアクセスに用いる論理
アドレスとの対応で管理するアドレス変換テーブルを有
している。

【００１７】以下では、光磁気ディスクなどの書き換え
可能な可搬型記録メディアが複数収容可能に構成され、
それらメディアの中からアクセス対象のものをドライブ
装置に選択的に装填してそれをアクセスするといったデ
ィスクオートチェンジ機構を有する情報記憶装置を例示
してその情報記憶装置の機能構成を説明する。

【００１８】本情報記憶装置は、図示のように、入出力
制御部１０１と、データ領域管理部１０２と、アドレス
管理テーブル１０３と、ボリューム識別子発番部１０４
と、ボリューム管理領域１０５およびユーザデータ記憶
領域１０６と、障害検知部１０７と、アドレス管理テー
ブル再構築部１０８とから構成される。これら各構成要
素の機能は次の通りである。

【００１９】（入出力制御部１０１）本装置の提供する
記憶領域は光磁気ディスクなどの複数の記録メディアか
ら構成されており、これらメディアそれぞれの記憶領域
の合計が１つのボリュームとして取り扱われる。ボリュ
ームは、ボリューム管理領域１０５およびユーザデータ
記憶領域１０６から構成される。ユーザデータ記憶領域
１０６は、固定長のブロックに分割され、それぞれ記憶
領域内で一意となる物理アドレスが割り当てられている
が、装置へのデータアクセスは論理アドレスによって指
定される。

【００２０】入出力制御部１０１は、ホストシステムか
ら指定された論理アドレスをデータ領域管理部１０２を
介して物理アドレスに変換し、装置内では物理アドレス
を用いてデータのリード／ライトを行う。

【００２１】本装置では、論理アドレスと物理アドレス
との対応関係の管理により、データの再配置が動的に実
行される。すなわち、本装置では、物理的なデータの記
憶領域が複数のメディアに分散されているため、例え
ば、アクセス対象のデータが記憶されたメディアとドラ
イブ装置との位置関係などによっては、データ書き換え
速度が低下するといった不具合が生じる可能性がある。
これを防止して効率的なデータアクセスを実現すること
を目的に、論理アドレスと物理アドレスとの対応関係の
管理により、データの再配置が動的に行われるのであ
る。

【００２２】例えば、既に特定の物理アドレスが割当て
られた論理アドレスに対するデータのライト要求が発生
すると、まず、例えば現在ドライブ装置に装填されてい
るメディアの空き領域に新たな物理アドレスが割当てら
れ、その領域にデータのライトを行った後、論理／物理
のアドレス変換テーブル１０３の更新が行われる。そし
て、このアドレス変換テーブル１０３の更新により、ラ
イト要求で指定された論理アドレスに対応する物理アド
レスの値は、新たにデータが書き込まれた利用域に対応
する物理アドレスの値に変更される。

【００２３】本装置では論理／物理アドレスの対応情報
は、アドレス管理テーブル１０３だけでなく、ユーザデ
ータ領域１０６にも記録される。このため、上記のライ
ト処理のように既に特定の物理ブロックに対応づけられ
ている論理アドレスを別の新規の物理ブロックに対応付
けし直す場合には、新規に割当てられた物理ブロックに
データを記録するだけでなく、既に割当てられていた物
理ブロックの管理データをクリアする処理も行われる。

【００２４】このように、入出力制御部１０１は、ホス
トシステムからのアクセス要求に応じてデータの入出
力、およびデータの再配置処理を行う。

【００２５】（データ領域テーブル管理部１０２）デー
タ領域テーブル管理部１０２はアドレス管理テーブル１
０３を用いてデータ記憶領域の管理を行うものであり、
アドレス管理テーブル１０３に記録されている論理／物
理アドレスの対応情報や使用されていない物理ブロック
の検索、また、論理／物理アドレスの対応情報の新規登
録などを行う。

【００２６】アドレス管理テーブル１０３の構成の一例
を図２に示す。

【００２７】このアドレス管理テーブル１０３は、図２
（Ａ）に示す論理／物理アドレス変換テーブルと、図２
（Ｂ）に示す空き領域検索テーブルとから構成されてい
る。

【００２８】論理／物理変換テーブルは論理アドレス２
０１毎にそれに対応する物理アドレス２０２を保持する
ものであり、物理ブロックの割当てられていない論理ア
ドレスにはＮＵＬＬが記録されている。

【００２９】空き領域検索テーブルは未使用の物理ブロ
ックを検索するために用いられるものであり、物理アド
レス２０３毎に、その物理アドレスで指定される物理ブ
ロックが論理アドレスに割当てられて使用されている
か、空きであるかという物理ブロックの利用状況を示す
情報２０４を記録している。

【００３０】アドレス管理テーブルによって管理される
ひとつの記憶領域（ボリューム）は例えば図３のような
構成となっている。

【００３１】記憶領域の先頭にはボリュームを管理する
情報を記録するボリューム管理領域１０５があり、続い
てアドレス管理テーブル保存領域３０２がある。ユーザ
データ記憶領域１０６にはアドレス管理テーブル保存領
域３０２以降の記憶領域が割当てられ、この記憶領域
は、連続した複数セクタから成る固定長のブロックに区
切られており、ブロックごとに０から始まる物理アドレ
スが割当てられる。ある物理アドレスで指定される物理
ブロックは、管理データ領域３０４とユーザデータ領域
３０５とに分けられる。

【００３２】管理データ領域３０４にはユーザデータ領
域に格納されているユーザデータに対応する論理アドレ
スと、ボリュームに割当てられたボリューム識別子が記
録され、ユーザデータ領域３０５にはアクセス対象のユ
ーザデータ本体が記録される。

【００３３】アドレス管理テーブル１０３は、頻繁にア
クセスされるため、本装置がホストシステムによって使
用されている期間、つまりボリュームがアクセス可能な
期間は、ボリューム上のアドレス管理テーブル保存領域
３０２から高速な半導体メモリなどのデバイスに読み出
して使用され、本装置の使用が終了されてボリュームが
アクセスできなくなった時点でボリューム上のアドレス
管理テーブル保存領域３０２に書き戻される。

【００３４】（ボリューム識別子発番部１０４）前述し
たよう、本装置の提供する記憶領域はボリュームを単位
として取り扱われる。ボリュームにはボリューム識別子
発番部１０１によって、ボリューム毎に一意であり、且
つボリュームが削除されるまで固定で用いられるボリュ
ーム識別子が割当てられている。ボリューム内には、前
述したようにボリューム管理領域１０５とユーザデータ
記憶領域１０６がある。

【００３５】図４にボリューム管理領域１０５の構成例
を示す。

【００３６】ボリューム管理領域１０５には、ボリュー
ムに割当てられたボリューム識別子４０１と、ボリュー
ムがアクセス可能な状態であるかどうか示すボリューム
状態情報４０２が記録されている。ボリュームがアクセ
ス可能な状態である間はボリューム上のアドレス管理テ
ーブル保存領域３０２の内容はメモリ上に読み出されて
いる。

【００３７】図５はユーザデータ記憶領域１０６の構成
例を示したものである。各物理ブロックは管理データ領
域５０１とユーザデータ領域５０２に分かれており、管
理データ領域５０１にはそのボリュームに割当てられた
ボリューム識別子５０３と、その物理ブロックのユーザ
データ領域５０２に記録されたデータに割当てられてい
る論理アドレス５０４が記録される。物理ブロックが使
用されておらずそのブロックに割当てられた論理アドレ
スがない場合には、物理ブロックの管理データ領域５０
１のボリューム識別子５０３をクリアしてデータがない
ことを示す。

【００３８】図５では物理アドレス“０”の物理ブロッ
クには論理アドレス“６３”のデータが記録されてお
り、物理アドレス“２”の物理ブロックは“未使用”の
状態である場合の例を示している。

【００３９】このように管理データ領域５０１とユーザ
データ領域５０２を連続して配置することにより、管理
データとユーザデータを一回のシーケンシャルアクセス
によってリード／ライトすることが可能となる。

【００４０】（障害検知部１０７）障害検知部１０７は
ボリュームへのアクセスを開始する時にボリューム内の
アドレス管理テーブル保存領域３０２の状態を確認し、
ボリュームに記録されたアドレス管理テーブル１０３が
破損している可能性があることを検知すると、アドレス
管理テーブル再構築部１０８を起動し、ボリューム内の
アドレス管理テーブル保存領域３０２の内容を再構築す
るための処理を実行させる。

【００４１】アドレス管理テーブル１０３がボリューム
から読み出されてメモリ上などで更新されている間はボ
リュームはアクセス中でありボリューム管理領域１０５
のボリューム状態情報４０２が“アクセス中”となって
いる。ここで、“アクセス中”とは、本装置がホストシ
ステムによって使用されている運用中の状態を示してい
る。本装置の運用が終了してホストシステムによるボリ
ュームの使用が終了すると、メモリ上の最新のアドレス
管理テーブル１０３がボリュームに書き戻されると共
に、ボリュームの状態は“オフライン”に書き換えられ
る。“オフライン”とは、ホストシステムによる本装置
の運用が終了し、本装置が使用されてない状態を示す。
したがって、本装置が正常に動作していれば、アクセス
開始時に障害検知部１０７がボリューム状態を確認した
時にはボリューム状態は必ず“オフライン”であるはず
である。これが“アクセス中”のままであると、アドレ
ス管理テーブル１０３が正常にボリュームに書き戻され
ておらず、ボリューム上のアドレス管理テーブル１０３
は破損している可能性がある。このように、ボリューム
に記録されたアドレス管理テーブル１０３の破損の有無
は、ボリューム状態の情報（“アクセス中”、“オフラ
イン”）を用いて検知することができる。

【００４２】（アドレス管理テーブル再構築部１０８）
アドレス管理テーブル再構築部１０８は、障害検知部１
０７によってボリューム内のアドレス管理テーブル１０
３に破損の可能性があることが検知されたときに起動さ
れるものであり、物理ブロック上にユーザデータと共に
記録された管理データ５０１を用いてアドレス管理テー
ブル１０３を再構築する。アドレス管理テーブル１０３
の再構築処理の処理概要を図６に示す。

【００４３】まず、メモリ上に、クリアされたアドレス
管理テーブル１０３（論理／物理アドレス変換テーブル
と、空き領域検索テーブル）を用意する。

【００４４】次に、ユーザデータ記憶領域１０６の各物
理ブロックの管理データ５０１を順次読み出していく。

【００４５】物理ブロックの管理データ５０１のボリュ
ーム識別子５０３がボリューム管理領域１０５に記録さ
れたボリューム識別子と一致する場合は、その物理ブロ
ックの物理アドレス及び論理アドレスと、物理ブロック
の利用状況とを論理／物理アドレス変換テーブルおよび
空き領域検索テーブルにそれぞれ記録する。すなわち、
図６の６０１の処理では、物理アドレス“１”の管理デ
ータから論理アドレス“３２”と物理アドレス“１”が
対応しているという情報と、物理アドレス“１”の物理
ブロックが使用されているという情報が、メモリ上の論
理／物理アドレス変換テーブルおよび空き領域検索テー
ブルにそれぞれ記録される。また、６０２の処理では、
物理アドレス“３”の管理データから、論理アドレス
“２９”と物理アドレス“３”が対応しているという情
報と物理アドレス“３”の物理ブロックが使用されてい
るという情報が、メモリ上の論理／物理アドレス変換テ
ーブルおよび空き領域検索テーブルにそれぞれ記録され
る。

【００４６】前述したように、既に特定の物理ブロック
に対応した論理アドレスを別の新規の物理ブロックに対
応付けし直す場合には、新規に割当てられた物理ブロッ
クにデータを記録するだけでなく、既に割当てられてい
た物理ブロックの管理データをクリアする処理が入出力
制御部１０１によって行われる。したがって、ある特定
の論理アドレスに対応するという情報が記録された管理
データを持つ物理ブロックはボリューム内に最大でも一
つしかないので、このようにユーザデータ記憶領域１０
６の全ての物理ブロックの管理データを読み出してメモ
リ上のアドレス管理テーブルに記録していくことで、メ
モリ上にアドレス管理テーブルを再構成することができ
る。

【００４７】また、ボリューム識別子５０３がボリュー
ム管理領域１０５に記録されたボリューム識別子と一致
するブロックの管理データだけがアドレス管理テーブル
再構築処理に用いられ、不一致のものについては利用さ
れない。このようにして、再構築処理時に有効データと
無効データとを区別することにより、新規ボリューム作
成時においてすべての物理ブロック内の管理データを初
期化する手間を省くことが可能となる。

【００４８】（第２の実施形態）次に、本発明の第２実
施形態に係る情報記憶装置について説明する。

【００４９】図７には、本発明の第２実施形態に係る情
報記憶装置の構成が示されている。本装置には、入出力
制御部１０１と、データ領域管理部１０２と、アドレス
管理テーブル１０３と、ボリューム識別子発番部１０４
と、ボリュームとして扱われる大容量記憶領域を構成す
るボリューム管理領域１０５およびユーザデータ記憶領
域１０６と、障害検知部１０７と、アドレス管理テーブ
ル再構築部１０８とが設けられているほか、さらに、順
序番号発番部７０４が設けられている。以下では、各構
成要素の機能を、図１の実施形態１との違いを中心に説
明する。

【００５０】（入出力制御部１０１）入出力制御部１０
１は、図１で説明したように、ホストシステムから指定
された論理アドレスをデータ領域管理部１０２を介して
物理アドレスに変換して、物理アドレスで表される物理
ブロックへのデータのリード／ライトを行うものであ
る。ただし、本第２実施形態においては、第１実施形態
とは異なり、既に特定の物理ブロックへの対応を持つ論
理アドレスへのライトが発生した場合は、新規に割当て
られた物理ブロックに管理データとユーザデータを記録
するだけで、既に割当てられていた物理ブロックの管理
データをクリアする必要はない。

【００５１】（データ領域管理部１０２）データ領域管
理部１０２は、第１実施形態と同様に、アドレス管理テ
ーブル１０３に記録されている論理／物理アドレスの対
応や使用されていない物理ブロックの検索、また、論理
／物理アドレスの対応の新規登録を行う。

【００５２】（順序番号発番部７０４）本装置において
は、ユーザデータを物理ブロックに記録する際に、ボリ
ューム識別子と、物理ブロックが対応する論理アドレス
に加え、その論理アドレスのユーザデータがどのような
タイミングで物理ブロックに記録されたかを示す順序番
号がユーザデータとともに記録される。

【００５３】この順序番号を管理するために、ボリュー
ム上のボリューム管理領域１０５には順序番号管理デー
タ（図８（４０３））が追加され、物理ブロックの管理
データ領域５０１には、順序番号を記録する領域が追加
されている（図９（５０５））。順序番号はボリューム
へのデータライトが発生するたびに常に新しい値に更新
されているため、ボリューム上の複数の物理ブロックが
同じ論理アドレスに割当てられていても、順序番号から
最新のユーザデータが割当てられた物理ブロックを判別
することが出来る。例えば、図９の例では、順序番号は
新しいものほど大きな値が割り振りられており、同じ論
理アドレス“１２０”に割当てられている物理アドレス
４と、物理アドレス“６”では、順序番号を比較するこ
とによって、物理アドレス６のユーザデータの方が新し
くライトされたものであることが判る。順序番号発番部
７０４は、このように最新のデータほど値が大きくなる
ような順序番号をライトの度に発番するものである。

【００５４】（ボリューム識別子発番部１０４）第１実
施形態と同様に、複数のボリューム間で一意となるボリ
ューム識別子を作成する。

【００５５】（障害検知部１０７）障害検知部１０７
は、第１実施形態と同様に、ボリュームへのアクセスを
開始する時にボリューム内のアドレス管理テーブルの状
態を確認し、ボリューム上に記録されたアドレス管理テ
ーブルが破損している可能性がある事を検知すると、ア
ドレス管理テーブル再構成部１０８を起動し、アドレス
管理テーブルを再構成する。

【００５６】（アドレス管理テーブル再構築部１０８）
本第２実施形態におけるアドレス管理テーブル再構築処
理の処理概要を図１０に示す。

【００５７】図６での処理と同様に、まず、メモリ上に
クリアされたアドレス管理テーブル１０３（アドレス変
換テーブルと、空き領域検索テーブル）を用意する。ま
た、再構築処理中に、物理ブロックに記録されていた順
序番号を論理アドレスに対応づけて記録するための作業
領域１００３をメモリ上に用意し、全ての順序番号をＮ
ＵＬＬにクリアしておく。この作業領域１００３は、ボ
リュームに割り当て可能なすべての論理アドレス分の順
序番号を記録できるサイズを有する。

【００５８】次に、ユーザデータ記憶領域１０６の各物
理ブロックの管理データを順次読み出していく。物理ブ
ロックの管理データのボリューム識別子５０３がボリュ
ーム管理領域１０５に記録されたボリューム識別子４０
１と一致する場合は、管理データ内の論理アドレスおよ
び順序番号を読み出す。

【００５９】次に、メモリ上のアドレス変換テーブルを
調べ、物理ブロックの管理データから読み出された論理
アドレスと同一論理アドレスが割れ当てられている他の
物理ブロックが既に読み出されているか否かが調べられ
る。読み出されている場合には、その既に読み出されて
いる論理アドレスに対応する順序番号は再構築用作業領
域１００３に記録されているので、その順序番号を再構
築用作業領域１００３から取り出し、それを、物理ブロ
ックの管理データから新たに読み出された順序番号と比
較する。作業領域１００３の順序番号の方が新しい場合
には、読み出された物理ブロックに記録されたユーザデ
ータは最新のデータではないので、廃棄し、次の物理ブ
ロックの読み出しを行う。

【００６０】一方、作業領域１００３の順序番号の方が
古い場合には、読み出した物理ブロックの管理データを
用いて、論理／物理アドレスの対応と、物理ブロックの
利用状況をメモリ上のアドレス管理テーブルに記録し、
再構築用作業領域１００３の順序番号を新しい順序番号
に更新する。

【００６１】図１０の処理１００１では、物理アドレス
“４”の管理データを読み出し、論理アドレス“１２
０”と物理アドレス“４”との対応をメモリ上のアドレ
ス管理テーブル１０３に記録し、順序番号“２９１”を
作業領域１００３に記録するが、続いて１００２の処理
で物理アドレス“６”の管理データを読み出すと、物理
アドレス“６”には物理アドレス“４”よりも新しい順
序番号“１０４１”とともに同じ論理アドレス“１２
０”への対応が記録されているため、メモリ上のアドレ
ス管理テーブル１０３の論理アドレス“１２０”の情報
を物理アドレス“６”との対応に更新し、古いデータで
ある物理アドレス“４”の利用状況を空きの状態に変更
する。また、論理アドレス“１２０”に対応する作業領
域１００３の順序番号を“２９１”から“１０４１”に
更新する。

【００６２】このようにしてユーザデータ記憶領域の全
ての物理ブロックの管理データを読み出すことでメモリ
上にアドレス管理テーブルが再構成される。また、本実
施形態では、読み出したユーザデータ記憶領域の順序番
号を記録する作業領域１００３を用いて、同一論リアド
レスが割り当てられたブロック間の新旧を判定し、また
作業領域１００３に記録されている同一論理アドレスの
ブロックの順序番号を最新のものに書き換えているの
で、作業領域１００３に記録されている順序番号との比
較だけで容易に新旧を判断できるようになり、ユーザデ
ータ記憶領域の全ての物理ブロックを順に一度ずつ読み
込むだけで、アドレス管理テーブルの再構成が可能とな
る。

【００６３】（情報記憶装置の具体例）図１１には、第
１および第２実施形態の情報記憶装置の具体的なシステ
ム構成例が示されている。

【００６４】この情報記憶装置は、図示のように、制御
ユニット部１１０と、光磁気ディスクドライブ装置１１
０３とから構成されている。制御ユニット部１１０は、
第１および第２実施形態で説明したように、論理／物理
のアドレス変換を用いたデータの入出力、データ再配
置、およびアドレス変換テーブルの再構築といった制御
動作を実行するものである。この制御ユニット部１１０
は回路ボードとして実現可能なものであり、図１２
（ａ）に示されているように、光磁気ディスクドライブ
装置１１０３と共に本情報記憶装置本体内に収容して使
用されるか、あるいは図１２（ｂ）に示されているよう
に、ホストシステムとして使用される外部のコンピュー
タにその拡張ボードなどとして収容して使用される。

【００６５】図１１に示されているように、制御ユニッ
ト部１１０は、ＣＰＵ１１０１、メインメモリ１１０
２、ＲＯＭ１１０４、システム時計１１０５、およびホ
ストインタフェース１１０６から構成されており、これ
らはバスを介して相互接続されている。

【００６６】メインメモリ１１０２には、実行対象のプ
ログラム、および記憶媒体のアドレス管理テーブルなど
が格納される。ＲＯＭ１１０４は本情報記憶装置の制御
プログラムを記憶しており、ＣＰＵ１１０１は、ＲＯＭ
１１０４に記録された制御プログラムをメインメモリ１
１０２上に読み出しその内容に従って装置全体の動作を
制御する。

【００６７】システム時計１１０５は、第２実施形態で
説明した順序番号を作成するために使用されるものであ
る。このシステム時計１１０５は、バッテリを内蔵して
おり、システムが停止して本装置が電源オフされている
間も常に時刻を更新し続ける。

【００６８】ホストインタフェース１１０６は、専用ケ
ーブルや、データバス、ＬＡＮ等を介して本装置を使用
する外部のコンピュータであるホストシステムに接続さ
れ、そのホストシステムからのアクセス要求を受信し処
理結果やデータを送信するものである。ＬＡＮを介して
本装置がホストシステムと接続される場合は、ホストイ
ンタフェース１１０６はＬＡＮカードとして実現され、
本情報記憶装置はネットワーク対応の外部記憶として用
いられることになる。

【００６９】光磁気ディスクドライブ装置１１０３は、
図示のように、ドライブユニット２２０１と、オートチ
ェンジャー機構部２２０２とから構成されている。オー
トチェンジャー機構部２２０２は、複数の光磁気ディス
クメディアを収容できるように構成されている。オート
チェンジャー機構部２２０２に収容された複数のメディ
アによって１つのボリュームが構成される。アクセス対
象のメディアはオートチェンジャー機構部２２０２によ
ってドライブユニット２２０１に装填され、そこでメデ
ィアに対する物理的なデータのリード／ライト動作が実
行される。

【００７０】次に、本情報記憶装置によって実行される
処理内容を具体的に説明する。

【００７１】（実施形態１に対応するメインフロー＃
１）まず、図１３のフローチャートを参照して、図１で
説明した第１実施形態に対応する動作制御処理のメイン
フローを説明する。

【００７２】本情報記憶装置が起動されると、ＣＰＵ１
１０１は、まず、ＲＯＭ１１０４に記録された制御プロ
グラムをメインメモリ１１０２上に読み出し、その制御
プログラムに従って装置の初期化処理を行う（ステップ
１２０１）。

【００７３】次に、ＣＰＵ１１０１は、光ディスクドラ
イブ装置１１０３内の所定のメディア上に設定されてい
るボリューム管理領域を読み出しメインメモリ上１１０
３に記録する。ボリューム状態が“アクセス中”となっ
ている場合にはボリューム上のアドレス管理テーブルが
破損している可能性があるため、アドレス管理テーブル
の再構築処理を行う（ステップ１２０２，１２０３）。

【００７４】ボリューム状態が“オフライン”であった
場合には、ＣＰＵ１１０１は、アドレス管理テーブルを
ボリューム上からメインメモリ１１０３上に読み出し、
ボリューム管理領域のボリューム状態を“アクセス中”
に変更する（ステップ１２０４）。そして、ＣＰＵ１１
０１は、ボリュームへのアクセス要求受信を開始する。
受信したアクセス要求がリード要求であった場合、メイ
ンメモリ１１０２上のアドレス管理テーブルを用いて要
求された論理アドレスに対応する物理ブロックを検索
し、リード処理を行う（ステップ１２０５〜１２０
７）。

【００７５】受信したアクセス要求がライト要求であっ
た場合、ＣＰＵ１１０１は、まず、メインメモリ１１０
２上の空き領域検索テーブルから未使用の物理ブロック
を検索する。次に検索された未使用の物理ブロックに、
ボリューム識別子と論理アドレスが付加されたユーザデ
ータを記録する。メインメモリ１１０２上のアドレス管
理テーブルで、要求された論理アドレスが対応づけられ
たに物理ブロックが既に存在する場合には、その物理ブ
ロックの管理データをクリアする。次に、メモリ１１０
２上のアドレス管理テーブルに新しい物理ブロックと論
理アドレスとの対応を記録し、旧物理ブロックのエント
リを空き状態に、新規に割当てられた物理ブロックのエ
ントリを使用中の状態に変更する（ステップ１２０８〜
１２１２）。

【００７６】受信した要求がボリュームの初期化処理で
あった場合は、ＣＰＵ１１０１は、ボリューム上のアド
レス管理テーブル領域をクリアし、新規にボリューム識
別子を作成した上でボリューム上のボリューム管理領域
を初期化する。そして、ボリューム状態を“オフライ
ン”状態にする（ステップ１２１３，１２１４）。ボリ
ュームごとに一意となるボリューム識別子を作成するた
めには、例えば、装置に接続されたネットワークカード
に割当てられ、ネットワークカードごとに異なる値をも
つことが保証されている物理アドレス（ＭＡＣアドレ
ス）と、ボリューム作成時点での時間を組み合わせたも
のをボリューム識別子として用いることができる。

【００７７】受信した要求が終了要求であった場合、Ｃ
ＰＵ１１０１は、メインメモリ１１０２上にある最新の
アドレス管理テーブルをボリューム上に書き戻し、ボリ
ューム管理領域のボリューム状態を“オフライン”状態
に変更する（ステップ１２１５，１２１６）。

【００７８】（実施形態１に対応するアドレス管理テー
ブル再構築処理＃１）図１４には、図１３のステップ１
２０３にて実行されるアドレス管理テーブル再構築処理
のフローが示されている。

【００７９】ＣＰＵ１１０１は、まず、メインメモリ１
１０２上のアドレス管理テーブル（アドレス変換テーブ
ルと空き領域検索テーブル）の内容をクリアする（ステ
ップ１３０１）。次に、ボリューム管理領域からそのボ
リュームに割当てられたボリューム識別子を読み出す
（ステップ１３０２）。この後、ＣＰＵ１１０１は、ボ
リューム上の全ての物理ブロックについて、ステップ１
３０４〜１３０６の処理を切り返し行う（ステップ１３
０３）。

【００８０】ステップ１３０４〜１３０６においては、
ＣＰＵ１１０１は、まず、物理ブロックの管理データを
読み出し、管理データ内のボリューム識別子を、ボリュ
ーム管理領域から読み出したボリューム識別子と比較す
る。識別子が一致した場合には、物理ブロックの管理デ
ータに記録された論理アドレスを読み出し、物理／物理
アドレスの対応をメインメモリ１１０２上のアドレス管
理テーブルに記録し、空き領域検索テーブルの物理ブロ
ックのエントリを使用中状態に変更する。ボリューム識
別子が不一致であった場合、その物理ブロックには有効
なデータが記録されていないので、読み捨てて次の物理
ブロックの処理に移る。このように、物理ブロックにユ
ーザデートと一緒にボリューム識別子を記録しておくこ
とにより、有効データと無効データとを容易に区別する
ことが可能となる。

【００８１】ステップ１３０４〜１３０６の繰り返しに
よってボリュームの全ての物理ブロックのチェックが終
ると、メインメモリ１１０２上のアドレス管理テーブル
は再構築されているので、それらをボリューム上のアド
レス管理テーブル領域に記録する（ステップ１３０
７）。

【００８２】（実施形態２に対応するメインフロー＃
２）次に、ユーザデータと共に順序番号を記録する機能
を有する第２実施形態の情報記憶装置の動作制御処理を
説明する。この場合の処理手順は、順序番号としてどの
ようなデータを用いるかによって異なるので、以下で
は、前述したように順序番号としてタイムスタンプを用
いる場合を処理例＃２、順序番号としてライト処理の度
にインクリメントされるシーケンス番号を用いる場合の
２つの例を処理例＃３，＃４として説明する。

【００８３】まず、図１５のフローチャートを参照し
て、タイムスタンプを用いる場合の動作制御処理のメイ
ンフロー（処理例＃２）について説明する。

【００８４】本情報記憶装置が起動されると、ＣＰＵ１
１０１は、ＲＯＭ１１０４に記録された制御プログラム
をメインメモリ１１０２上に読み出し、その制御プログ
ラムに従って装置の初期化処理を行う（ステップ１４０
１）。

【００８５】次に、ＣＰＵ１１０１は、光ディスクドラ
イブ装置１１０３内の所定のメディア上に設定されてい
るボリューム管理領域を読み出しメインメモリ上１１０
３に記録する。ボリューム状態が“アクセス中”となっ
ている場合にはボリューム上のアドレス管理テーブルが
破損している可能性があるため、アドレス管理テーブル
の再構築処理を行う（ステップ１４０２，１４０３）。
アドレス管理テーブルが破損している場合、シーケンス
番号を用いる処理例＃３、＃４では、メインメモリ１１
０１上で管理していた順序番号も破損している可能性が
有り、正しい順序番号を発番出来なくなるため、順序番
号を再構築する処理も行われるが、これについては図１
７以降で後述する。

【００８６】ボリューム状態が“オフライン”であった
場合には、ＣＰＵ１１０１は、アドレス管理テーブルを
ボリューム上からメインメモリ１１０３上に読み出し、
ボリューム管理領域のボリューム状態を“アクセス中”
に変更する（ステップ１４０４）。なお、処理例＃３、
＃４では、ボリューム管理領域に記録された順序番号の
初期値を読み出し、順序番号を初期化する処理も行われ
る。そして、ＣＰＵ１１０１は、ボリュームへのアクセ
ス要求受信を開始する。受信したアクセス要求がリード
要求であった場合、メインメモリ１１０２上のアドレス
管理テーブルを用いて要求された論理アドレスに対応す
る物理ブロックを検索し、リード処理を行う（ステップ
１４０５〜１４０７）。

【００８７】受信したアクセス要求がライト要求であっ
た場合、ＣＰＵ１１０１は、まず、メインメモリ１１０
２上の空き領域検索テーブルから未使用の物理ブロック
を検索する。次にユーザデータに付加する新しい順序番
号を発番する。本処理例＃２では、順序番号としてシス
テム時計１１０５から読み出したタイムスタンプを使用
する。システム時計１１０５は、装置が停止している間
も時刻と更新しつづけるため、順序番号は発番した順番
に大きな値が得られる。順序番号が得られると、ＣＰＵ
１１０１は、検索された未使用の物理ブロックに、ボリ
ューム識別子と対応する論理アドレス、発番された順序
番号が付加されたユーザデータを記録する。次に、メモ
リ上のアドレス管理テーブルに新しい物理ブロックと論
理アドレスの対応を記録する。書き込み要求された論理
アドレスに対応する物理ブロックが既にあった場合に
は、空き領域検索テーブルの旧物理ブロックのエントリ
を空き状態に、新規に割当てられた物理ブロックのエン
トリを使用中の状態に変更する（ステップ１４０８〜１
４１２）。

【００８８】受信した要求がボリュームの初期化処理で
あった場合は、ＣＰＵ１１０１は、ボリューム上のアド
レス管理テーブル領域をクリアし、新規にボリューム識
別子を作成した上でボリューム上のボリューム管理領域
を初期化する。そして、ボリューム状態を“オフライ
ン”状態にする（ステップ１４１３，１４１４）。

【００８９】受信した要求が終了要求であった場合、Ｃ
ＰＵ１１０１は、メインメモリ１１０２上にある最新の
アドレス管理テーブルをボリューム上に書き戻し、ボリ
ューム管理領域のボリューム状態を“オフライン”状態
に変更する（ステップ１４１５，１４１６）。なお、処
理例＃３、４では、次回装置が起動された時に使用する
ために最新の順序番号もボリューム管理領域に書き戻さ
れる。

【００９０】（実施形態２に対応するアドレス管理テー
ブル再構築処理＃２）図１６は、処理例＃２〜４でのア
ドレス変換テーブルの再構築処理のフローを示してい
る。

【００９１】まず、ＣＰＵ１１０１は、メインメモリ１
１０２上のアドレス管理テーブル（アドレス変換テーブ
ルと空き領域検索テーブル）の内容をクリアする。ま
た、再構築処理中に物理ブロックから読み出した順序番
号を記録するための作業領域の内容もクリアする（ステ
ップ１５０２）。次に、ボリューム管理領域からそのボ
リュームに割当てられたボリューム識別子を読み出す
（ステップ１５０２）。この後、ＣＰＵ１１０１は、ボ
リューム上の全ての物理ブロックについて、ステップ１
５０４〜１５０７の処理を切り返し行う（ステップ１５
０３）。

【００９２】ステップ１５０４〜１５０７においては、
ＣＰＵ１１０１は、まず、物理ブロックの管理データを
読み出し、管理データ内のボリューム識別子を、ボリュ
ーム管理領域から読み出したボリューム識別子と比較す
る。識別子が一致した場合には、物理ブロックの管理デ
ータに記録された論理アドレスを読み出す。読み出され
た論理アドレスに対応する他の物理ブロックが既にみつ
かっている場合、順序番号の作業領域に記録されている
順序番号と、確認処理中の物理ブロックから読み出され
た順序番号を比較する。作業領域の順序番号の方が新し
い場合には、読み出された物理ブロックは最新のデータ
ではないので、廃棄し、次の物理ブロックの読み出しを
行う。作業領域の順序番号の方が古い場合には、読み出
した物理ブロックの物理アドレスを用いて、論理／物理
アドレスの対応を記録し、空き領域検索テーブルの処理
中の物理ブロックのエントリを使用中の状態に、古い物
理ブロックのエントリを空き状態に変更する。また、作
業領域の順序番号を新しい順序番号に更新する。

【００９３】ボリューム識別子が不一致であった場合、
その物理ブロックには有効なデータが記録されていない
ので、読み捨てて次の物理ブロックの処理に移る。

【００９４】ステップ１５０４〜１５０７の繰り返しに
よってボリュームの全ての物理ブロックのチェックが終
ると、メインメモリ１１０２上のアドレス管理テーブル
は再構築されているので、それらをボリューム上のアド
レス管理テーブル領域に記録する（ステップ１５０
８）。

【００９５】（処理例＃３）処理例＃３では、第２実施
形態で用いられる順序番号として、発番の度に増加する
シーケンス番号が使用される。発番されるシーケンス番
号は、本情報記憶装置を一旦停止し、再起動しても過去
のシーケンス番号よりも常に大きなシーケンス番号であ
る必要があり、過去発番したシーケンス番号の最大の番
号を管理しておく必要が生じる。

【００９６】シーケンス番号はライトの度に更新される
ため、アドレス管理テーブルと同様、高速にアクセスで
きるメインメモリ１１０２上におくのが都合がよい。し
かし、電断などの障害により最新のシーケンス番号が失
われる可能性があるため、最新のシーケンス番号を再構
成する手段が必要となる。

【００９７】シーケンス番号を再構成するために、単純
には、ボリュームの物理ブロックに記録されたシーケン
ス番号をすべて読み出し、その中で最大のシーケンス番
号をみつけて、それよりも大きな番号を新しいシーケン
ス番号として使用すればよいが、ボリュームが大容量で
あるため、全体を読み出すのは非常に時間のかかる処理
となってしまう。

【００９８】そこで、本処理例＃３では、ボリューム管
理領域に保存するデータを拡張することによって、最新
のシーケンス番号が失われた場合でも、簡単に次のシー
ケンス番号を得られるようにしている。

【００９９】図１７は本処理例＃３でメインメモリ１１
０２上で管理されるデータを示したものである。

【０１００】メインメモリ１１０２上では、ボリューム
識別子１６０１のほか、順序番号発番回数１６０２と、
オフセット値１６０３と、順序番号１６０４とが管理さ
れている。順序番号発番回数１６０２は順序番号を発番
した回数を示す。この順序番号発番回数１６０２と順序
番号１６０４は、新しい順序番号を発番するたびに１ず
つ増加する値である。オフセット値１６０３は、順序番
号を連続して発番することのできる最大回数を示す値で
あり、連続発番回数がその最大回数以上になったときに
は、その時の最新の順序番号１６０４の値はボリューム
管理領域に保存される。また、最新の順序番号１６０４
の値は装置の動作が停止されるときにもボリューム管理
領域に保存される。

【０１０１】図１８は本処理例＃３でのボリューム管理
領域の構成を示したものである。

【０１０２】ボリューム上のボリューム管理領域１０５
には、図示のように、ボリューム識別子１７０１、ボリ
ューム状態１７０２の他、オフセット値１７０３、順序
番号オフセット値１７０４、および順序番号１７０５が
管理されている。

【０１０３】オフセット値１７０３はメインメモリ１１
０２上におかれるオフセット値１６０３と同じ値であ
り、装置を起動した時にメインメモリ１１０２上に読み
出される。順序番号オフセット値１７０４は、オフセッ
ト値１７０３の倍数であり、メインメモリ１１０２上の
最新の順序番号１６０４の値から、オフセット値１７０
３，１６０３よりも小さい値の端数を差し引いた残りの
値を示す。この順序番号オフセット値１７０４の値は、
連続発番回数がオフセット値１６０３以上となったとき
に、現在の順序番号オフセット値１７０４の値にオフセ
ット値１６０３の値を加えた値に更新される。つまり、
これにより、順序番号オフセット値１７０４の値は、最
大発番回数に達したときの最新の順序番号１６０４の値
に相当する値となる。最新のシーケンス番号、つまりメ
インメモリ１１０２上の順序番号１６０４が停電などに
よって失われた場合には、この順序番号オフセット値１
７０４にオフセット値１７０３の値を加えたものを新た
なシーケンス番号として用いることで、常に最大のシー
ケンス番号を得ることが出来る。

【０１０４】また、順序番号１７０５は最後に装置が停
止した時点での最大のシーケンス番号を記録したもので
あり、装置が正常に終了されていれば、装置を再起動し
た後は、この値の次に大きな値を最新のシーケンス番号
とすることで最大のシーケンス番号を得ることが出来
る。

【０１０５】（処理＃３の発番処理フロー）図１９は、
通常アクセスの間に実行される図１５のステップ１４１
０における順序番号発番処理の流れを示したものであ
る。

【０１０６】まず、ＣＰＵ１１０１は、メインメモリ１
１０２上の順序番号１６０４と順序番号発番回数１６０
２の値をそれぞれ１ずつ増加する（ステップ１８０
１）。次いで、＋１された発番回数１６０２の値がオフ
セット値１６０３によって示される最大発番回数以上の
場合には、ボリューム管理領域の順序番号オフセット値
１７０４を読み出し、ボリューム管理領域の順序番号オ
フセット値１７０４の値を、それにオフセット値１６０
３の値を加えたものに更新する。また、メインメモリ１
１０２上の順序番号１６０４の値を新しい順序番号オフ
セット値１７０４の値に更新する（ステップ１８０２〜
１８０４）。

【０１０７】この後、メインメモリ１１０２上から順序
番号１６０４を読み出し、その順序番号と共にユーザデ
ータを記録する（ステップ１８０５）。

【０１０８】（処理＃３の順序番号再構成処理フロー）
図２０は、障害によって最新の順序番号が失われた場合
に、図１５のステップ１４０３にて実行される順序番号
再構成処理の手順を示すフローである。

【０１０９】ＣＰＵ１１０１は、まず、ボリューム管理
領域の順序番号オフセット値１７０４を読み出し、ボリ
ューム管理領域の順序番号オフセット値１７０４の値を
それにオフセット値１７０３を加えたものに更新する
（ステップ１９０１）。次いで、ＣＰＵ１１０１は、ボ
リューム管理領域の順序番号１７０５の値を新しい順序
番号オフセット値１７０４の値に更新する（ステップ１
９０２）。そして、ボリューム管理領域の順序番号１７
０５の値をメインメモリ１１０２上に読み出して順序番
号１６０４として使用することにより、最新のシーケン
ス番号の回復がなされる。

【０１１０】このように、処理＃３の順序番号再構成処
理は、メインメモリ１１０２上の順序番号１６０４の値
を発番回数がオフセット値１６０３に達する毎にボリュ
ーム管理領域上に保存しておくことにより、障害によっ
てメインメモリ１１０２上の最新の順序番号１６０４の
値が失われた場合には、ボリューム管理領域上に保存さ
れた値とオフセット値とを用いることにより、障害発生
前のシーケンス番号よりも大きい値のシーケンス番号を
生成するという仕組みである。

【０１１１】（処理例＃４）処理例＃４でも、順序番号
としてシーケンス番号を用いるが、処理例＃３とは異な
る処理を行って最新のシーケンス番号を計算する。

【０１１２】図２１は、本処理例＃４でメインメモリ１
１０２上で管理されるデータを示したものである。

【０１１３】メインメモリ１１０２上では、ボリューム
識別子２２０１のほか、順序番号が管理されている。こ
こでは、順序番号は、その上位および下位ビット部にそ
れぞれ相当する第１および第２の順序番号２００２，２
００３の組み合わせで作成される。第１および第２の順
序番号２００２，２００３はそれぞれ固定のビット幅を
持っており、例えば第１の順序番号２００２が３２ビッ
ト、第２の順序番号２００３が６４ビットのビット幅で
ある場合、上位３２ビットを第１の順序番号２００２と
し、下位６４ビットを第２の順序番号２００３とした９
６ビットの値を順序番号として使用する。ユーザデータ
間の新旧は、第１の順序番号２００２の値が大きい方が
最新のデータであり、第１の順序番号２００２の値が等
しいときは第２の順序番号２００３の値が大きい方が最
新のデータとなる。

【０１１４】図２２は本処理例＃４のボリューム管理領
域の構成を示したものである。

【０１１５】ボリューム上のボリューム管理領域１０５
には、図示のように、ボリューム識別子２１０１、ボリ
ューム状態２１０２の他、第１および第２の順序番号２
１０３，２１０４が管理されている。

【０１１６】第１の順序番号２１０３は、メインメモリ
１１０２上の第１の順序番号２００２と同じものであ
り、装置を起動する際にボリューム管理領域１０５から
メインメモリ１１０２に読み出して使用する。第２の順
序番号２１０４は、最後に装置が停止し時点での第２の
順序番号２００２の値を記録したものであり、装置が正
常に終了されていれば再起動した後は、第１の順序番号
２１０３と、第２の順序番号２００２の値の次に大きな
値とを組み合わせたものが新たなシーケンス番号（第１
および第２の順序番号２００２，２００３の組み合わ
せ）として使用され、そのシーケンス番号から発番が開
始される。

【０１１７】（処理＃４の発番処理フロー）図２３は、
通常アクセスの間に実行される図１５のステップ１４１
０における順序番号発番処理の流れを示したものであ
る。

【０１１８】まず、ＣＰＵ１１０１は、メインメモリ１
１０２上の第２の順序番号２００３の値を１増加する
（ステップ２２０１）。もし第２の順序番号２００３の
値があらかじめ定められたビット幅（例えば６４ビッ
ト）を超えてキャリーが発生される場合には、まず、ボ
リューム管理領域１０４の第１の順序番号２１０３を読
み出し、それに１を加えたものでボリューム管理領域１
０５の第１の順序番号２１０３とメインメモリ１１０２
上の第１の順序番号２００２の値をそれぞれ更新する。
また、メインメモリ１１０２上の第２の順序番号２００
３の値を０にセットする（ステップ２２０２〜２２０
４）。

【０１１９】そして、メインメモリ１１０２から読み出
した第１および第２の順序番号２００２，２００３を組
み合わせて順序番号を作成する（ステップ２２０５）。

【０１２０】（処理＃４の順序番号再構成処理フロー）
図２４は、障害によって最新の順序番号が失われた場合
に、図１５のステップ１４０３にて実行される順序番号
再構成処理の手順を示すフローである。

【０１２１】ＣＰＵ１１０１は、まず、ボリューム管理
領域１０５の第１の順序番号２１０３を読み出し、その
第１の順序番号２１０３の値をそれに１を加えた値に更
新する（ステップ２３０１）。次に、ボリューム管理領
域１０５の第２の順序番号２１０４の値を０に更新する
（ステップ２３０２）。そして、ボリューム管理領域１
０５の第１および第２の順序番号２１０３，２１０４を
メインメモリ１１０２上に読み出して順序番号２００
２，２００３として使用することにより、最新のシーケ
ンス番号の回復がなされる。

【０１２２】以上のように、本第１および第２実施形態
によれば、論理アドレス値をユーザデータに付加してユ
ーザデータ記憶領域１０６の該当する物理ブロックに書
き込むことにより、そのユーザデータ記憶領域の論理ア
ドレス値を用いてアドレス変換テーブル１０３の再構築
を行うことが可能となる。また、特に、第２実施形態で
は、書き込み処理毎に順序番号を発番してその順序番号
もユーザデータと一緒にユーザデータ記憶領域の該当す
る物理ブロックに書き込んでいるので、データ再配置に
よって同一論理アドレスが割り当てられている物理ブロ
ックが複数存在する場合であっても、アドレス変換テー
ブルの再構築時に順序番号によって最新のユーザデータ
を識別することが可能となり、データ再配置の度にユー
ザデータ記憶領域の管理データをクリアするといった処
理が不要となる。

【０１２３】なお、以上の説明では、複数のメディアに
よって１つの大容量記憶領域を構成する場合を例示した
が、本発明は、論理／物理のアドレス変換を用いて記憶
領域を管理するものであれば他のどのような記憶装置に
対しても適用することができる。また、前述のメインフ
ローおよびアドレス変換テーブル再構築処理フロー（発
番処理、順序番号再構築処理を含む）の処理手順はコン
ピュータプログラムとして実現されているものであるの
で、このコンピュータプログラムはＣＤ−ＲＯＭなどの
記憶媒体に記録して配布することにより、コンピュータ
プログラムによって動作制御される様々な記憶装置にそ
れをインストールして使用することができる。

【０１２４】

【発明の効果】以上詳述したように、本発明によれば、
論理アドレスと物理アドレスとを対応づけるためのアド
レス変換テーブルが障害を受けた場合でもそれを効率よ
く再構築できるようになり、システム性能を犠牲にする
ことなく、低コストで且つ信頼性の高い情報記憶装置を
実現できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１実施形態に係る情報記憶装置の機
能構成を示すブロック図。

【図２】同第１実施形態の情報記憶装置で用いられるア
ドレス管理テーブルの構成の一例を示す図。

【図３】同第１実施形態の情報記憶装置のボリュームの
構成例を示す図。

【図４】同第１実施形態の情報記憶装置で用いられるボ
リューム管理領域の構成例を示す図。

【図５】同第１実施形態の情報記憶装置で用いられるユ
ーザデータ記憶領域の構成例を示す図。

【図６】同第１実施形態の情報記憶装置で実行されるア
ドレス管理テーブル再構築処理の原理を説明するための
図。

【図７】本発明の第２実施形態に係る情報記憶装置の機
能構成を示すブロック図。

【図８】同第２実施形態の情報記憶装置で用いられるボ
リューム管理領域の構成例を示す図。

【図９】同第２実施形態の情報記憶装置で用いられるユ
ーザデータ記憶領域の構成例を示す図。

【図１０】同第２実施形態の情報記憶装置で実行される
アドレス管理テーブル再構築処理の原理を説明するため
の図。

【図１１】同第１および第２実施形態の情報記憶装置の
具体的なシステム構成の一例を示すブロック図。

【図１２】同第１および第２実施形態の情報記憶装置と
これを使用するホストシステムとの間の接続関係の一例
を示す図。

【図１３】同第１実施形態の情報記憶装置によって実行
されるメインフローの手順を示すフローチャート。

【図１４】同第１実施形態の情報記憶装置によって実行
される再構築処理フローの手順を示すフローチャート。

【図１５】同第２実施形態の情報記憶装置によって実行
されるメインフローの手順を示すフローチャート。

【図１６】同第２実施形態の情報記憶装置によって実行
される再構築処理フローの手順を示すフローチャート。

【図１７】同第２実施形態の情報記憶装置におけるメイ
ンメモリ上の管理データの構成例を示す図。

【図１８】同第２実施形態の情報記憶装置で用いられる
ボリューム管理領域の構成例を示す図。

【図１９】同第２実施形態の情報記憶装置で実行される
発番処理の手順の一例を示すフローチャート。

【図２０】同第２実施形態の情報記憶装置で実行される
順序番号再構成処理の手順の一例を示すフローチャー
ト。

【図２１】同第２実施形態の情報記憶装置におけるメイ
ンメモリ上の管理データの他の構成例を示す図。

【図２２】同第２実施形態の情報記憶装置で用いられる
ボリューム管理領域の他の構成例を示す図。

【図２３】同第２実施形態の情報記憶装置で実行される
発番処理の手順の他の例を示すフローチャート。

【図２４】同第２実施形態の情報記憶装置で実行される
順序番号再構成処理の手順の他の例を示すフローチャー
ト。

【符号の説明】

１０１…入出力制御部 １０２…データ領域管理部 １０３…アドレス管理テーブル １０４…ボリューム識別子発番部 １０５…ボリューム管理領域 １０６…ユーザデータ記憶領域 １０７…障害検知部 １０８…アドレス管理テーブル再構築部 ２０１…論理アドレス ２０２…物理アドレス ２０３…物理アドレス ２０４…利用状況領域 ３０２…アドレス管理テーブル保存領域 ３０４…ユーザデータの管理データ ３０５…ユーザデータ ４０１…ボリューム識別子 ４０２…ボリューム状態 ５０１…管理データ ５０２…ユーザデータ ５０３…ボリューム識別子 ５０４…論理アドレス ７０４…順序番号発番部 １００３…再構築用作業領域

Claims (14)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ホストシステムからのアクセス要求で指
   定される論理アドレスと記憶領域上のデータの格納位置
   を示す物理アドレスとの対応関係を示すアドレス変換テ
   ーブルを有し、このアドレス変換テーブルを用いて前記
   記憶領域上のユーザデータの配置を管理する情報記憶装
   置において、 前記記憶領域上のユーザデータ記憶領域に、ユーザデー
   タを論理アドレスと一緒に書き込むデータ書き込み手段
   と、 前記ユーザデータ記憶領域上に各ユーザデータと共に格
   納されている論理アドレスを用いて、前記アドレス変換
   テーブルを再構築する変換テーブル再構築手段手段とを
   具備することを特徴とする情報記憶装置。
2. 【請求項２】 ホストシステムからのアクセス要求で指
   定される論理アドレスと記憶領域上のデータの格納位置
   を示す物理アドレスとの対応関係を示すアドレス変換テ
   ーブルを有し、このアドレス変換テーブルを用いて前記
   記憶領域上のユーザデータの配置を管理する情報記憶装
   置において、 前記ホストシステムからデータ書き込み要求が発行され
   る度、ユーザデータの新旧を判別するための順序番号を
   新たに発番する順序番号発番手段と、 前記記憶領域上のユーザデータ記憶領域に、ユーザデー
   タを、前記データ書き込み要求で指定された論理アドレ
   スおよび前記順序番号発番手段によって発番された順序
   番号と一緒に書き込むデータ書き込み手段と、 前記ユーザデータ記憶領域上に各ユーザデータと共に格
   納されている論理アドレスおよび順序番号を用いて、前
   記アドレス変換テーブルを再構築する変換テーブル再構
   築手段とを具備し、 この変換テーブル再構築手段は、ユーザデータと一緒に
   格納されている論理アドレスの値が同一のユーザデータ
   が前記ユーザデータ記憶領域上に複数存在するとき、そ
   れらユーザデータと共に記録された順序番号の中で最も
   新しく発番された順序番号を持つユーザデータの格納位
   置に対応する物理アドレスを、前記同一値の論理アドレ
   スに対応付けることを特徴とする情報記憶装置。
3. 【請求項３】 前記データ書き込み手段は、前記記憶領
   域を一意に識別するためのボリューム識別子をさらにユ
   ーザデータに付加してそれらをユーザデータ記憶領域に
   一緒に書き込み、 前記変換テーブル再構築手段は、前記記憶領域に割り当
   てられているボリューム識別子と同一のボリューム識別
   子と一緒に記録されているユーザデータのみを用いて、
   前記アドレス変換テーブルを再構築することを特徴とす
   る請求項１または２記載の情報記憶装置。
4. 【請求項４】 前記ユーザデータ記憶領域上には各ユー
   ザデータ毎に、ユーザデータを記録する領域と、そのユ
   ーザデータに対応する論理アドレスを少なくとも含む管
   理データを記録する領域とが連続して配置されているこ
   とを特徴とする請求項１または２記載の情報記憶装置。
5. 【請求項５】 前記記憶領域には、 前記情報記憶装置の運用開始時に前記アドレス変換テー
   ブルが読み出され、運用終了時に最新のアドレス変換テ
   ーブルの内容が書き戻されるアドレス変換テーブル保存
   領域と、 前記アドレス変換テーブルの内容が書き戻されたときに
   第１の値に設定され、読み出されたときに第２の値に設
   定される状態フラグが記録される領域とが設けられてお
   り、 前記情報記憶装置の運用開始時に前記状態フラグの値を
   確認し、その状態フラグの値に基づいて前記アドレス変
   換テーブル保存領域が障害を受けているか否かを判断す
   る障害発生検知手段をさらに具備することを特徴とする
   請求項１または２記載の情報記憶装置。
6. 【請求項６】 前記順序番号発番手段によって発番され
   る順序番号は、前記データ書き込み要求が発行された時
   間を示すタイムスタンプであることを特徴とする請求項
   ２記載の情報記憶装置。
7. 【請求項７】 前記順序番号発番手段によって発番され
   る順序番号は、ユーザデータの書き込みの度に新しい値
   に更新される連続したシーケンス番号であることを特徴
   とする請求項２記載の情報記憶装置。
8. 【請求項８】 前記順序番号発番手段によって発番され
   たシーケンス番号は第１のメモリ上で管理され、 前記順序番号発番手段による発番回数が所定のオフセッ
   ト値で指定される最大発番回数に達したときに、現在の
   最新の順序番号の値を第２のメモリに保存する手段と、 前記第１のメモリ上のシーケンス番号が失われたとき、
   前記保存された順序番号の値に前記オフセット値で指定
   される最大発番回数の値を加えた値を最新のシーケンス
   番号として生成する手段とをさらに具備することを特徴
   とする請求項７記載の情報記憶装置。
9. 【請求項９】 前記順序番号発番手段によって発番され
   たシーケンス番号を示すデータは、その上位ビット部お
   よび下位ビット部にそれぞれ対応する第１および第２の
   シーケンス番号によって第１のメモリ上で管理され、 前記第２のシーケンス番号の更新に伴って前記第１のシ
   ーケンス番号が更新されたとき、前記第１のシーケンス
   番号の値を第２のメモリに保存する手段と、 前記第１のメモリ上のシーケンス番号が失われたとき、
   前記保存された第１のシーケンス番号を更新し、その更
   新された第１のシーケンス番号を用いて最新のシーケン
   ス番号を生成する手段とをさらに具備することを特徴と
   する請求項７記載の情報記憶装置。
10. 【請求項１０】 前記変換テーブル再構築手段は、 前記ユーザデータ記憶領域に記録可能なユーザデータに
    割り当て可能なすべての論理アドレス分の順序番号を記
    録可能なサイズの作業領域を用いて前記アドレス変換テ
    ーブルを再構築するように構成され、 前記変換テーブル再構築手段は、前記ユーザデータ記憶
    領域から順次読み出したユーザデータに対応する順序番
    号を論理アドレスに対応づけて前記作業領域に保存する
    手段と、 前記ユーザデータ記憶領域から新たに読み出したユーザ
    データに対応する順序番号と、前記作業領域に保存され
    ている順序番号の中で前記新たに読み出したユーザデー
    タと同じ論理アドレスに対応する順序番号とを比較し、
    新しい順序番号を持つユーザデータを選択してそれを前
    記アドレス変換テーブルの再構築に使用する手段とを含
    むことを特徴とする請求項２記載の情報記憶装置。
11. 【請求項１１】 ホストシステムからのアクセス要求で
    指定される論理アドレスと記憶領域上のデータの格納位
    置を示す物理アドレスとの対応関係を示すアドレス変換
    テーブルを有し、このアドレス変換テーブルを用いて前
    記記憶領域上のユーザデータの配置を管理する情報記憶
    装置で使用される管理データ再構築方法であって、 前記記憶領域上のユーザデータ記憶領域に、ユーザデー
    タを論理アドレスと一緒に書き込み、 前記ユーザデータ記憶領域上に各ユーザデータと共に格
    納されている論理アドレスを用いて、前記アドレス変換
    テーブルを再構築することを特徴とする管理データ再構
    築方法。
12. 【請求項１２】 ホストシステムからのアクセス要求で
    指定される論理アドレスと記憶領域上のデータの格納位
    置を示す物理アドレスとの対応関係を示すアドレス変換
    テーブルを有し、このアドレス変換テーブルを用いて前
    記記憶領域上のユーザデータの配置を管理する情報記憶
    装置で使用される管理データ再構築方法であって、 前記ホストシステムからデータ書き込み要求が発行され
    る度、ユーザデータの新旧を判別するための順序番号を
    新たに発番し、 前記記憶領域上のユーザデータ記憶領域に、ユーザデー
    タを、前記データ書き込み要求で指定された論理アドレ
    スおよび前記順序番号発番手段によって発番された順序
    番号と一緒に書き込み、 前記ユーザデータ記憶領域上に各ユーザデータと共に格
    納されている論理アドレスおよび順序番号を用いて前記
    アドレス変換テーブルを再構築する変換テーブル再構築
    処理を実行し、ユーザデータと一緒に格納されている論
    理アドレスの値が同一のユーザデータが前記ユーザデー
    タ記憶領域上に複数存在するとき、それらユーザデータ
    と共に記録された順序番号の中で最も新しく発番された
    順序番号を持つユーザデータの格納位置に対応する物理
    アドレスを、前記同一値の論理アドレスに対応付けるこ
    とを特徴とする管理データ再構築方法。
13. 【請求項１３】 ホストシステムからのアクセス要求で
    指定される論理アドレスと記憶領域上のデータの格納位
    置を示す物理アドレスとの対応関係を示すアドレス変換
    テーブルを有し、このアドレス変換テーブルを用いて前
    記記憶領域上のユーザデータの配置を管理する情報記憶
    装置を動作制御可能なコンピュータプログラムが記録さ
    れた記録媒体であって、 前記コンピュータプログラムには、 前記記憶領域上のユーザデータ記憶領域に、ユーザデー
    タを論理アドレスと一緒に書き込む手順と、 前記ユーザデータ記憶領域上に各ユーザデータと共に格
    納されている論理アドレスを用いて、前記アドレス変換
    テーブルを再構築する手順とが記述されていることを特
    徴とする記録媒体。
14. 【請求項１４】 ホストシステムからのアクセス要求で
    指定される論理アドレスと記憶領域上のデータの格納位
    置を示す物理アドレスとの対応関係を示すアドレス変換
    テーブルを有し、このアドレス変換テーブルを用いて前
    記記憶領域上のユーザデータの配置を管理する情報記憶
    装置を動作制御可能なコンピュータプログラムが記録さ
    れた記録媒体であって、 前記コンピュータプログラムには、 前記ホストシステムからデータ書き込み要求が発行され
    る度、ユーザデータの新旧を判別するための順序番号を
    新たに発番する手順と、 前記記憶領域上のユーザデータ記憶領域に、ユーザデー
    タを、前記データ書き込み要求で指定された論理アドレ
    スおよび前記順序番号発番手段によって発番された順序
    番号と一緒に書き込む手順と、 前記ユーザデータ記憶領域上に各ユーザデータと共に格
    納されている論理アドレスおよび順序番号を用いて前記
    アドレス変換テーブルを再構築する変換テーブル再構築
    処理を実行し、ユーザデータと一緒に格納されている論
    理アドレスの値が同一のユーザデータが前記ユーザデー
    タ記憶領域上に複数存在するとき、それらユーザデータ
    と共に記録された順序番号の中で最も新しく発番された
    順序番号を持つユーザデータの格納位置に対応する物理
    アドレスを、前記同一値の論理アドレスに対応付ける手
    順とが記述されていることを特徴とする記録媒体。