(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
複数の媒体面をまとめて一つの論理ボリューム（以下、単にボリュームという）とし、該ボリュームに追記形式でデータの書き込みが行われる記憶媒体ライブラリにおけるデータ再編成方法であって、
ボリュームの先頭の媒体面から順に有効データのみを読み出し、該読み出したデータを、ボリューム内の最終有効データが書かれている媒体面の該最終有効データ領域に続けて追記していくことを特徴とするデータ再編成方法。
【請求項２】
請求項１記載の記憶媒体ライブラリにおけるデータ再編成方法において、データ再編成処理により無効領域しか持たなくった媒体を、当該ボリューム管理下から外すことを特徴とするデータ再編成方法。
【請求項３】
請求項１、２記載の記憶媒体ライブラリにおけるデータ再編成方法において、データ再編成処理を中断した場合、そのときの媒体の媒体面アドレスを保持し、データ再編成の再開時、前記媒体面アドレスに続けて追記することを特徴とするデータ再編成方法。
【請求項４】
請求項１乃至３記載の記憶媒体ライブラリにおけるデータ再編成方法において、異なる種別のライブラリにある媒体群で１つのボリュームを構成し、データ再編成処理で順次、あるライブラリの媒体の有効データを別のライブラリの媒体に書き移し、最終的に元のライブラリ内で管理すべき媒体をなくすことを特徴とするデータ再編成方法。
【請求項５】
請求項１乃至３記載の記憶媒体ライブラリにおけるデータ再編成方法において、ボリュームの中で無効領域が多い媒体群だけを選択してデータ再編成処理を行い、当該媒体をボリューム管理下から外していくことを特徴とするデータ再編成方法。
【請求項６】
請求項１乃至５記載の記憶媒体ライブラリにおけるデータ再編成方法において、記憶媒体ライブラリは、多数の光ディスクを収容し、それぞれ複数の円板面をまとめて一つのボリュームを構成して使用される光ディスクライブラリであることを特徴とするデータ再編成方法。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】
本発明は、光ディスクライブラリやその他の、追記型制御の記憶媒体ライブラリにおけるデータ再編成方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】
データを長期に保管する用途は図面、伝票、文章、帳票等多岐に渡っている。データの長期保存の場合は、低ビットコスト性、長期保存性から光ディスクが多く使われている。特にデータ容量が大きくなると、光ディスクライブラリを用いて円板複数枚からなる大容量ボリュームを構成するケースが増えてきている。
【０００３】
光ディスクライブラリはパソコンもしくはワークステーションのサーバにＳＣＳＩインタフェースなどで接続され、一般にライブラリ内の円板複数枚をまとめて一つの大容量の論理ボリューム（以下、単にボリュームという）を構築している。このため、ユーザは円板１枚１枚を意識することなく、１つのボリュームとしてアクセスすることができる。
【０００４】
光ディスクライブラリ内の複数の円板面をまとめて１つのボリュームとする場合、ファイルは通常、追記的に書かれ、更新があっても元のスペースを使うのではなく、データの一番後ろに書き直される。これにより、ファイルの書き込み処理や更新されたファイルの読み出しにおいて、複数の円板を検索しないですますことができる。光ディスクライブラリを用いた複数枚円板からなるボリュームを考えた場合、光ディスクのアクセス性能が低いということの他に、ライブラリ内でのメカ動作によるオーバヘッドが発生するため、このファイルの書き込み処理などで複数の円板の検索を回避できることは、性能面上、重要な要素となっている。有効データがどの円板のどこにあるかという情報は、サーバ上にファイル管理情報として別途保持し、全円板を直接アクセスしなくても、目的の有効データが取得できる仕組みとなっている。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】
ところで、追記形式の場合、更新・削除のファイル量が増えると、ボリューム内の無効領域が増えてくる。このため、定期的にボリューム内のデータを再編成する必要がある。
【０００６】
従来、光ディスクライブラリ内の円板複数枚からなるボリュームのデータ再編成処理としてとられてきた方法は、先頭の円板面から順に、更新あるいは削除して使われなくなった無効領域を有効データで詰めていく方法であった。
【０００７】
しかしながら、この方法は、円板の枚数増加や高密度化によりボリュームサイズが大きくなると、全データを詰めるのに膨大な時間がかかるという問題があった。さらにデータ再編成処理中は、当該ボリュームにアクセスできず、ボリュームサイズによっては１〜２週間ぐらいの運用停止を余儀なくされるという問題があった。
【０００８】
また、この先頭の円板面から順に有効データを詰めていく方法では、書き込まれたデータの移動が伴うので、その間にハード障害等で処理が不用意に中断された場合、データ損失を招く恐れがあった。
【０００９】
本発明の目的は、光ディスクライブラリやその他、一般に複数の媒体をまとめて一つの論理ボリュームとして使用する記憶媒体ライブラリにおいて、先頭の媒体から有効データを詰め直すことなく、実際の運用に適用しやすく、データ損失の危険性が少ないデータ再編成方法を提供することにある。
【００１０】
【課題を解決するための手段】
本発明は、ボリュームへの書き込みは、従来どおりの追記方式を用いる。データ再編成の指示が出されると、先頭の媒体面から順にデータを読み出し、ファイル管理情報を参照して、そのデータが有効か無効かを判断する。そこで有効データだけをボリュームの最後尾に追加していく。この結果、無効領域しか持たなくなった媒体は、ボリューム管理下から外していき、この媒体はフォーマットすることで、再利用できるようにする。これにより、各ボリュームを最少枚数の円板で構成し、ライブラリ全体の有効容量を拡大することができる。この方法は、ボリュームを構成する媒体の枚数が複数の場合に有効であり、最終面より１つ手前の面まで処理を行ったら再編成終了とする。
【００１１】
通常運用を止めずに計画的なデータ再編成を行うためには、ボリュームをオンラインにしたまま、データ再編成の開始ができ、通常のアクセス要求がきた場合には、データ再編成を中断し、さらにまたデータ再編成が再開できる仕組みとなっていなければならない。そこで、どの媒体のどこまで処理したか（再編成終了媒体アドレス）を、再編成終了時に保存しておき、次回の再編成開始時にそこから再開するようにする。
【００１２】
また、書き込まれたデータはそのまま元の媒体面に残っているので、ハード障害等で再編成処理中、不用意に中断されても、データ損失は発生しない。少なくともサーバ内の制御ソフトが管理している再編成終了媒体アドレスまでの再編成処理は完了しており、そこから再編成処理を再開すればよい。
【００１３】
次に、異なる記憶媒体ライブラリを制御ソフトで同じ管理下におき、１つのボリュームをそれぞれのライブラリにある媒体で構成できる場合は、ボリュームの前半と後半で構成する媒体のライブラリを分けることで、前半を構成する媒体から後半を構成する媒体へデータの移行が可能となる。全ボリュームに対してこの処理を行えば、前半媒体を構成していたライブラリの全媒体は無効領域となり、それらをボリューム管理下から外すことで、もう一方のライブラリへデータ移行が行えたことになる。
【００１４】
また、無効領域の多い媒体だけ選択して詰めるという方法では、予め、データ再編成を実施する基準として無効容量の値を設定しておき、その値以上無効領域がある媒体だけデータ再編成を実施する。ボリュームを構成する媒体ごとの有効／無効領域容量を制御ソフトが常に管理しており、データ再編成を開始したら、該当する媒体だけを処理し、結果として効率的にデータ再編成が行えることになる。
【００１５】
【発明の実施の形態】
以下、本発明の実施の形態について図面により説明する。なお、以下の実施の形態では対象とする記憶媒体ライブラリは光ディスクライブラリとする。
【００１６】
図１は、光ディスクライブラリを使用したシステムの構成例を示す。図において、ＰＣもしくはワークステーションであるサーバ１に、アレイディスク２と光ディスクライブラリ３がＳＣＳＩなどのインタフェースケーブル４１，４２で接続される。このアレイディスク２と光ディスクライブラリ３で階層記憶を構成している。サーバ１内には、アレイディスク２と光ディスクライブラリ３のアクセス制御に加えて光ディスクライブラリ３のデータ再編成制御を行う制御ソフト１１、及び、ファイルのディレクトリ構造を保持するファイル管理情報データベース（ＤＢ）１２が存在する。
【００１７】
サーバ１にあらかじめインストールされた制御ソフト１１の制御により、光ディスクライブラリ３に入っている複数枚の円板を面単位でグループ化し、１つのボリュームが構成される。面単位で扱うことにより、両面使用可能な光ディスクでも対応することができる。図１の例では、光ディスクライブラリ３内の円板面３１，３２，・・・，３３，３４，３５をグループ化することを示している。
【００１８】
さらに、制御ソフト１１では、アレイディスク２内のハードディスクをキャッシュとして光ディスクのボリュームに割当て、アクセス頻度の高いデータは高速のハードディスクに置いておき、アクセス頻度の低いデータは低速の光ディスクに保存しておく制御を行うことで、全体的なアクセス性能を向上させる階層記憶管理も実現する。図１の例では、光ディスクライブラリ３内の円板面３１，３２，・・・，３３，３４，３５をグループ化するとともに、アレイディスク２内のハードディスク２１をキャッシュとして割当て、ボリューム５を構成することを示している。
【００１９】
ここで、ボリューム５に対してファイル８へのＷＲＩＴＥが発生した場合（６）、制御ソフト１１の処理としては、まず、キャッシュ２１にデータを書き込む（６１）。ファイルの更新日時と現在の時刻がある一定時間を超えると、そのファイルはデータが確定したと判断し、制御ソフト１１は、ファイル管理情報データベース１２を参照して、該当光ディスクへそのデータをコピーする（６２）。これを、光ディスクのファイル更新と称す。ボリューム５に対してファイル８からのＲＥＡＤが発生した場合（７）、制御ソフト１１は、そのデータがキャッシュ２１に存在すれば該キャッシュから読み出す（７１）。もしキャッシュに存在しなければ、制御ソフト１１は、ファイル管理情報データベース１２を参照して、該当光ディスクからキャッシュ２１へデータをコピーし（７２）、キャッシュからデータを読み出す（７１）。この場合、光ディスク上の該当ファイルは有効のままとし、その後、キャッシュから戻される時（光ディスクのファイル更新時）、光ディスク上の該当ファイル（旧データ）を無効化する。
【００２０】
図２は、光ディスクライブラリの構成例を示す。通常、光ディスクライブラリ３は、図２のように、アクセッサ（１１１１）と複数台のドライブ（１１１２１，１１１２２）、および複数のセル（１１１３）から構成されており、各セルには光ディスク１１１４が格納されている。ここで、例えばセル１１１３１の光ディスク、セル１１１３２の光ディスク、セル１１１３３の光ディスクという順でアクセスが発生したとする。すると、制御ソフト１１の制御下で、次のようなシーケンスで処理が行われる。
（１）アクセッサ１１１１がセル１１１３１の光ディスクをドライブ１１１２１に移動し（１１１５）、Ｉ／Ｏ処理を行う。
（２）アクセッサ１１１１がセル１１１３２の光ディスクをドライブ１１１２２に移動し（１１１６）、Ｉ／Ｏ処理を行う。
（３）アクセッサ１１１１がドライブ１１１２１から光ディスクをセル１１１３１に戻した後（１１１７１）、セル１１１３３の光ディスクをドライブ１１１２１に移動し（１１１７２）、Ｉ／Ｏ処理を行う。
【００２１】
次に、光ディスクライブラリ３のデータアクセス制御について説明する。ファイルのディレクトリ構造はファイル管理情報データベース１２に保持されており、通常、ファイルのデータは光ディスクに保存されている。光ディスクに対しては追記制御であるため、光ディスクのファイル更新が発生すると（即ち、キャッシュから光ディスクへの更新済ファイルの書込み）、同じファイルのデータが二重に存在することになる。そこで、ファイル管理情報データベース１２に、ファイル毎に有効なデータアドレスを保持し、目的のファイルデータにアクセスすることを実現している。図３を例に説明すると、円板面１０４，１０５，１０６の３面からなるボリューム５で、円板面１０６の領域１０６１までデータが書かれているとする。ここでボリューム５の円板面１０４内に存在するファイル１０７１の更新要求が発生した場合（１０１）、制御ソフト１１では新しいデータ（更新済ファイル）を円板面１０６の領域１０６２に書き込み（１０１１）、ファイル管理情報データベース１２のファイル１０７１の物理アドレスを円板面１０４の１０４１から円板面１０６の１０６２に変更する（１０１２）。これにより、ファイル１０７１の旧データ領域１０４１は無効領域となる。また、長時間にわたる不使用等により、ボリューム５内に存在するファイル１０７２の削除要求が発生した場合（１０２）、制御ソフト１１はファイル管理情報データベース１２のファイル１０７２に関する情報を抹消することで（１０２１）、領域１０４２は無効領域となり、ボリューム５からファイル１０７２が削除されたことになる。また、ユーザからの要求等により、ボリューム５に新しくファイル１０７３を作成する場合（１０３）、制御ソフト１１では、円板面１０６の領域１０６３にデータを書き込み（１０３１）、ファイル管理情報データベース１２にファイル１０７３の情報を追加する（１０３２）。
【００２２】
図４に、ファイル管理情報データベース１２内の光ディスクライブラリに係るディレクトリのフォーマット例を示す。なお、キャッシュのディレクトリは本発明に直接関係がないので、ここでは省略する。
【００２３】
ファイル管理情報データベース１２は、光ディスクライブラリに関し、図４に示すように、ボリュームを構成する円板面ＩＤ情報１２１１、各円板面に存在するファイルの総数１２１２、ファイルの物理アドレス１２１３のデーブルから構成される。ボリュームごとにテーブル１２１１が存在し、構成する円板面の数だけテーブル１２１２が存在する。テーブル１２１３は、その円板面に格納されたファイルの数だけ存在する。ファイルの作成が発生すると、ファイル管理情報データベース１２としてはテーブル１２１３が追加され、ファイルの削除が発生すると、該当するテーブル１２１３の情報が削除される。ファイルの更新が発生した場合は、該当するテーブルの円板面内物理アドレスが更新される。
【００２４】
後述のデータ再編成処理を行う場合は、テーブル１２１１の円板面ＩＤ情報を元に、各円板面毎にテーブル１２１２にあるファイル総数分だけ、テーブル１２１３の有効な物理アドレスを取得していく。円板面の全領域が無効になった場合、その円板面のテーブル１２１２のファイル総数が０となり、対応するテーブル１２１３の情報は存在しない。ここで、さらに円板面をボリューム管理下から外した場合、テーブル１２１１から該当する円板面デバイスＩＤ情報と対応するテーブル１２１２の情報が削除される。
【００２５】
次に、データ再編成について説明する。データ再編成制御もサーバ１の制御ソフト１１が受け持つ。従来の方法では、先頭の円板面から順番にデータを詰めて書き直していくが、本発明の方法では、有効なデータを先頭の円板面から同一ボリュームの有効データ最終アドレスに追記していく。
【００２６】
まず、図５で従来のデータ再編成処理を説明する。ここで、ボリューム２０５は円板面２０１，２０２，２０３，２０４からなり、データ再編成前、図５の左側に示すように、円板面２０１，２０２，２０３に有効データのファイル２０５１〜２０５６がとびとびに存在しているとする。この円板面２０１，２０２，２０３，２０４からなるボリューム２０５に対しデータ再編成を行う場合、まず、円板面２０１の領域２０１ａの有効データであるファイル２０５１、ファイル２０５２を同じ円板面２０１の先頭領域である２０１ｂに書き直し、円板面２０２の領域２０２ａの有効データであるファイル２０５３、ファイル２０５４を円板面２０１の残りの領域２０１ｃに書き込む。次に、円板面２０２の領域２０２ｂの有効データであるファイル２０５５と円板面２０３の領域２０３ａの有効データであるファイル２０５６は、円板面２０２の先頭領域２０２ｃに書き直す。円板面２０３は、有効データ領域がなくなったので、フォーマットをかけて全領域を空き領域（書き込み可能）にする。円板面２０４は、もともと空き領域であるため、そのまま（書き込可能）にしておく。この結果、データ再編成後、ボリューム２０５は図５の右側に示すようになる。
【００２７】
次に、図６で本発明のデータ再編成処理の概要を説明する。前提条件は図５と同様に、円板面３０１，３０２，３０３，３０４から構成されたボリューム３０５は、データ再編成前、図６の左側に示す状態にある場合を仮定する。データ再編成を行う場合、まず、円板面３０３の領域３０３ａのファイル２０５６はそのまま有効データとし、円板面３０１の領域３０１ａの有効データであるファイル２０５１、ファイル２０５２を、円板面３０３の有効データ最終アドレスの後、つまり、ファイル２０５６の領域３０３ａの直後の領域３０３ｂに追記する。次に、円板面３０２の領域３０２ａの有効データであるファイル２０５３を円板３０３の残領域３０３ｃに書き込み、円板３０２の領域３０２ｂ，３０２ｃのファイル２０５４、ファイル２０５５は次の円板面３０４の先頭領域３０４ａに書き込む。この過程でファイル管理情報も更新しているので、円板面３０１と円板面３０２は全て無効領域となる。この結果、データ再編成後、ボリューム３０５は図６の右側に示すようになる。円板面３０１と円板面３０２は必要な時にボリューム３０５の管理下から外し、フォーマットして再利用することができる。
【００２８】
次に、本発明のデータ再編成処理を実際に適用する場合のやり方について説明する。まず、データ再編成処理は、１度にボリューム内の全データを再編成するのではなく、基本的に毎日少しずつ行っていく方針をとる。従って、データ再編成処理が通常のジョブスケジュールの中で行うことができるようにする。そのためには、明示的にデータ再編成処理を開始するコマンドと終了するコマンドを用意し、データ再編成処理を１つのジョブとして扱えるようにする。そうすれば全体的なシステム運用の中で時間指定やジョブシーケンスの設定によりデータ再編成処理がスケジューリングできるようになる。データ再編成処理を終了するタイミングとしては、データ再編成終了コマンドが入力された場合、再編成処理が終わった場合、通常の書き込み操作が発生した場合がある。また、終了条件が発生しても、１ファイルの書き込み処理が終わってから終了させた方が、関連するデータが連続して配置されるのでアクセス性能向上が期待できる。そこで、終了コマンドには、処理中のファイルデータを書き込んでから終了させるモードと強制的に終わらせるモードを用意する。
【００２９】
再編成処理終了時には、再編成処理をどの円板面のどこまで行ったかのポイント（円板アドレス、ファイル名）を保存しておき（例えば、ファイル管理情報データベース１２に保持する）、これから行う通常書き込み処理のポイントおよび次回データ再編成開始時の処理開始ポイントとする。
【００３０】
再編成処理を実施し、無効になった円板面は基本的にアクセスする必要がないので、ボリュームがオンラインの状態でも管理下から外せるようにする。しかし、円板の両面を使用している場合は、両面とも無効になってから管理下から外すようにする。
【００３１】
通常運用の書き込み、およびデータ再編成で書き込み処理で容量が足りなくなった場合、制御ソフト１１の制御下で、予めライブラリ内に投入しておいたフォーマット済の円板が、そのボリュームに自動的に追加されるようにする。また、常時、ボリューム容量と追加できるフォーマット済の円板の枚数を監視し、枚数が減少してきたらシステム管理者に通報するような機能も必要となってくる。但し、データ再編成中に容量満杯となり追加できる円板もない場合、ワーニングメッセージは出すが、再編成処理自体は正常終了させる。そのため、データを書き込む前に予め必要な容量を確認し、ファイルの途中で再編成処理が終了しないようにする。
【００３２】
図７に、以上を踏まえた上で、本発明によるデータ再編成処理のフローチャートの一例を示す。まず、データ再編成開始コマンドにより、処理が開始される。ここで前回のデータ再編成が終わったアドレスを取得し、処理開始アドレスとする（ステップ４０１）。新規に始める場合は、ボリュームの先頭円板面の先頭アドレスを開始アドレスとする。次に、ファイル管理情報データベース１２のファイル管理情報を参照して当該円板面から有効データを取得する（ステップ４０２）。基本的には、図４に示したように、ファイル管理情報データベース１２に円板面ごとの有効データ情報が管理されており、円板面全領域をアクセスする必要はない。次に、得られた有効データをボリュームの有効データ最終アドレスに追記する（ステップ４０３）と共に、ファイル管理情報で当該ファイルの物理アドレスを追記したデータの新しいアドレスに変更する（ステップ４０４）。ここでデータ再編成処理を終了するかどうかをチェックする。データ再編成終了コマンドの入力や、通常の書き込み操作により終了通知を受けた場合、再編成処理が終了した場合、データ再編成処理終了を決定する（ステップ４０５）。それ以外の場合は、再編成処理続行と判断し、ステップ４０２に戻り、再び有効データの取得から始める。データ再編成処理終了時には、再編成が終わったところの円板面アドレスを保存しておき、次回の再編成処理の開始アドレスとする。再編成が終了した場合は、次回の再編成処理はボリュームの先頭円板面から始める（ステップ４０６）。１ファイルのデータ書き込み中に強制的に終了通知を受ける場合は、ステップ４０４を中断し、ファイル管理情報と円板面に書かれた状態の整合性をとった上で、ステップ４０６へ進む。
【００３３】
実際の運用スケジュールの中で本発明のデータ再編成処理を組み込んだ例を図８に示す。この例では、通常運用が８時から０時で、１時間の余裕を持って、１時からデータ再編成を行い、５時にデータ再編成終了指示を出す（運用ステジュール５０５）。このような運用に適用した例がボリューム５０４で、円板面５０１，５０２，・・・，５０３で構成されており、円板面５０３の領域５０３１まで書かれているとする。このとき、まず通常運用により、円板面５０３の領域５０３２にデータが書き込まれ、その後のデータ再編成処理により、円板面５０１の有効データであるファイル５０４１,５０４２,５０４３が円板面５０３の領域５０３３に書き込まれる。そして次の通常運用で、円板５０３の領域５０３４にデータが書き込まれ、その後のデータ再編成処理で円板５０１の有効データである５０４４，５０４５，５０４６が円板面５０３の領域５０３５に書き込まれる。この結果、円板面５０１が全て無効データ領域となり、円板面５０２があらたに１面目となる。
【００３４】
次に、本発明のデータ再編成処理を適用して、光ディスクライブラリ間でデータ移行する例を図９で説明する。サーバ６０１に旧型の光ディスクライブラリ６０２がＳＣＳＩインタフェースケーブル６０４ａで、新型の光ディスクライブラリ６０３が同様にＳＣＳＩなどのインタフェースケーブル６０４ｂで接続されている。図９では、キャッシュ用のアレイディスクは省略している。ここで、旧型の光ディスクライブラリ６０２の円板面６０６ａ，６０６ｂ，６０６ｃ，６０６ｄで構成されたボリューム６０５に新型光ディスクライブラリ６０３の円板面６０６ｅ，６０６ｆを追加する。そこでデータ再編成処理を実施し、旧型光ディスクライブラリの円板面６０６ａ，６０６ｂ，６０６ｃ，６０６ｄを、それぞれ無効になった時点で順番にボリューム６０５の管理下からはずしていく。結果として、ボリューム６０５は新型光ディスクライブラリ６０３の円板面だけから構成され、旧媒体から新媒体へデータ移行が行われたことになる。
【００３５】
次に、無効領域の容量が多い円板面だけをデータ再編成して、ボリュームサイズを縮小する場合を図１０で説明する。データ再編成前、ボリューム７０７は、図１０の左側に示すように、無効領域１０％の円板面７０１、無効領域３０％の円板面７０２、無効領域４０％の円板面７０３、無効領域１０％の円板面７０４、有効領域５０％、空き領域５０％の円板面７０５、空き領域１００％の円板面７０６から構成されているとする。ここで、無効領域が２０％以上の円板面だけをデータ再編成するように設定し、再編成処理を行うと、円板面７０１，７０４は対象外となり、円板面７０２，７０３の有効データだけが円板面７０５，７０６に追記されていく。この結果、データ再編成後、ボリューム７０７は、図１０の右側に示すように、円板面７０１，７０４，７０５，７０６の構成となり、無効となった円板面７０２，７０３はフォーマットして再利用可とする。
【００３６】
以上、本発明の実施形態について説明したが、本発明は、これに限定されないことは云うまでもない。例えば、本発明は光ディスクライブラリに限らず、一般に複数の記憶媒体をまとめて１つの論理ボリュームとし、追記形式でデータの書き込みを行う記憶媒体ライブラリに広く適用可能である。また、実施形態では、アレイディスクと光ディスクライブラリで階層記憶を構成するとしたが、本発明は階層記憶に限る必要はない。
【００３７】
【発明の効果】
以上の説明から明らかな如く、本発明のデータ再編成方法によれば、次のような効果が得られる。
（１）データ再編成により無効になった媒体をボリュームから外し、フォーマットしなおすことで、媒体の再利用が可能となり、記憶媒体ライブラリ全体としての使用可能領域が増える。
【００３８】
（２）運用面から考えた場合、ボリュームの先頭媒体から順に有効データを詰め直す必要がないため、データ再編成処理を行いつつも中断ができるので、例えば、毎日少しずつ再編成処理が実行できるという効果がある。
【００３９】
（３）ライブラリ間のデータ移行の面から考えた場合、データ再編成処理の過程で旧媒体から新媒体へのデータ移行が実施できる。このため、新ドライブが旧媒体を読めなくてもデータ移行が可能となる。
【００４０】
（４）副媒体を作成する際、従来の方法だと、データ再編成をした後にボリューム全体の複製を作成する必要があったが、本発明を採用すれば、データ再編成により書き込まれた円板だけの複製をとればよい。よって無効領域を詰めなおしても副媒体作成にかかる時間は少なくなる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の一実施形態の光ディスクライブラリに適用したシステムの構成例を示す図である。
【図２】光ディスクライブラリの構造の概要を示すである。
【図３】ボリュームの追記型書き込み処理を説明する図である。
【図４】ボリュームのファイル管理情報データベースのフォーマット例を示す図である。
【図５】従来のデータ再編成処理を説明する図である。
【図６】本発明によるデータ再編成処理を説明する図である。
【図７】本発明によるデータ再編成処理のフローチャート例を示した図である。
【図８】本発明によるデータ再編成処理を実運用に乗せた場合の例を示した図である。
【図９】本発明によるデータ再編成処理により、データ移行を行う例を示した図である。
【図１０】本発明によるデータ再編成処理で、無効領域の多い円板面だけを選択して処理する例を示した図である。
【符号の説明】
１    サーバ
１１    制御ソフト
１２    ファイル管理情報データベース
２    アレイディスク
２１    アレイディスク内のハードディスク
３    光ディスクライブラリ
３１〜３５    光ディスクライブラリ内の円板面
５    ボリューム
６    ボリューム５に対するＷＲＩＴＥプロセス
６１〜６２    ＷＲＩＴＥプロセスにおける内部処理
７    ボリューム５に対するＲＥＡＤプロセス
７１〜７２    ＲＥＡＤプロセスにおける内部処理
８    ボリューム内のファイル
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４】
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【図５】
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【図６】
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【図７】
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【図８】
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【図９】
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【図１０】
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