【事件の表示】
　特願２００１−　　５６０７「論理ブロックを物理ブロックにマッピングするための方法、システム、プログラム、およびデータ構造」拒絶査定不服審判事件〔平成１３年　９月　７日出願公開、特開２００１−２４３０９９〕について、次のとおり審決する。
【結　論】
　本件審判の請求は、成り立たない。
【理　由】
第１　手続の経緯 
 　本願は、平成１３年１月１２日（パリ条約による優先権主張２０００年１月１８日、米国）の出願であって、平成１７年９月２８日付けで拒絶査定がなされ（発送日同年１０月４日）、これに対し、平成１７年１２月１９日に拒絶査定不服審判の請求がなされるとともに、平成１７年１２月１９日付けで手続補正がなされたものである。 
 　 
 　 
 　 
第２　本願発明について
　
１．本願発明の認定
　
　本願の請求項２に係る発明は、平成１７年１２月１９日付け手続補正書の特許請求の範囲第２項に記載されたとおりのものと認められるところ、その請求項２に係る発明（以下、「本願発明」という。）は、次のとおりのものである。
　
「【請求項２】
　論理記憶空間を見る、少なくとも１つのホスト・システムと通信する記憶コントローラにおいて、論理ブロックを物理記憶ブロックにマッピングする方法であって、
　前記記憶コントローラで、前記論理記憶空間を論理チャンクのシーケンスとして定義するステップを含み、各論理チャンクが前記論理記憶空間において複数の論理ブロックを含み、さらに、
　前記記憶コントローラで、物理記憶空間を、前記記憶コントローラによって管理される物理チャンクのシーケンスとして定義するステップを含み、各物理チャンクが物理記憶システムにおいて複数の物理ブロックを含み、さらに、
　前記記憶コントローラで、前記少なくとも１つのホスト・システムにおける前記論理記憶空間を定義する前記論理チャンクのシーケンスにおける各論理チャンクを、前記物理記憶システムにおける１つの物理チャンクに関連付けるステップを含み、連続論理チャンクが不連続物理チャンクに関連付けられることが可能であり、
　前記論理チャンク・サイズが、前記論理記憶空間が前記論理チャンク・サイズの倍数であるように選択される、
前記方法。」
　
　
　
２．引用例の認定
　
（１）原査定の拒絶の理由に引用された、特開平７−１５２４９１号公報（以下、「引用例１」という）には、図面とともに以下の技術事項が記載されている。
（なお、以下、表記上、丸数字をカッコで表わしている。例として、「○」で囲まれた「１」を「（１）」で代用している。）
　
（ア）
「　　【０００１】
　　【産業上の利用分野】
　本発明は、ディスクシステムに関し、特に多数のディスクドライブ装置を有する磁気ディスクシステムに適用して好適な仮想ディスクシステムに関する。
　　　【０００２】
　　【従来の技術】
　現在のコンピュータシステムにおいては、２次記憶装置が用いられ、ホストプロセッサなどの上位装置側が必要とするデ−タは２次記憶装置に格納される。ホストプロセッサは、必要に応じて、２次記憶装置に対してデ−タの書込みおよび読み出しを行っている。この２次記憶装置としては、一般に不揮発な記憶媒体が使用され、代表的なものとして磁気ディスク装置、光ディスク装置などがあげられる。磁気ディスク装置は、現在そして近い将来も最も多く使用される２次記憶装置と期待されている。」
　
（イ）
「　　【０００５】
　したがって、ボリュームが多数あると、ＯＳの管理オーバヘッドが大きい。それは、ＯＳのファイルシステムの処理時間が長くなるという形で欠点として現われる。また、ボリュームが小容量であると、関連するファイルのグループが一つのボリュームに入りきらないため、論理的には一つのグループのファイルを分割して複数のボリュームに格納せざるを得ず、ユーザにとって使い勝手の悪いディスクシステムとなってしまう。」
　
（ウ）
「　　【０００６】
　そこで、多数のドライブを統合的に管理するとともに、上記の欠点をなくしたＯＳのボリューム管理方法が、例えば、オレイリー・アソシエイツ社（O'Reilly  Associates,Inc.）刊の「ガイド・トゥーＯＳＦ／１：テクニカル・シノプシス」（１９９１年）第７−１頁から第７−１０頁(Guide to OSF/1: A TechnicalSynopsis (1991), pp7-1-7-10）に述べられている。以下、この従来技術を第１の従来技術と呼ぶ。
　　　【０００７】
　この第１の従来技術では、論理ボリュームという概念により、ＯＳが複数のドライブを管理し、これにより複数のドライブが一つのボリュームとしてユーザに見えるようにしている。ドライブの記憶領域をエクステントと呼ぶ固定長領域に分割し、一つの論理エクステントに対して一つまたは複数の物理エクステントを対応させる。対応させる物理エクステントは、どの物理ドライブのものでもよく、一つの論理エクステントに異なる物理ドライブの物理エクステントを対応させてよい。論理エクステントを集めて、一つの仮想的なドライブとしたものをディスクの論理ボリュームと呼ぶ。」
　
（エ）
「　　【００１０】
　この第１の従来技術では、物理ドライブを増設した場合に、すでに存在する論理ボリュームの末尾にその物理ドライブのエクステントを追加して、論理ボリュームを拡張することができる。」
　
（オ）
「　　【００１４】
　　【発明が解決しようとする課題】
　第１の従来技術では、ホストプロセッサのソフトウェアであるＯＳが、論理ボリュームを実現している。したがって、ＯＳの論理ボリューム処理に要するＣＰＵオーバヘッドが大きいという問題点があった。
　　　【００１５】
　また、複数のホストプロセッサから論理ボリュームを共有することが困難であるという問題点があった。これは、複数のホストプロセッサが別々の論理ボリュームの管理テーブルを保持しているため、複数のホストプロセッサから同一の論理ボリュームとしてアクセスするためには、ホストプロセッサどうしが通信して管理テーブルの整合性を保つ必要があるからである。」
　
（カ）
「　　【００２０】
　本発明の目的は、多数のドライブから構成されるディスクシステムの改良にある。また、本発明の目的は、多数のドライブから構成されるディスクシステムにおいて、複数のドライブを統合的に管理でき、増設が容易であり、従来ドライブとの互換性があり、高性能な仮想ディスクシステムを提供することにある。」
　
（キ）
「　　【００２７】
　　【作用】    
　上位装置である例えばホストプロセッサからアクセス要求がユニットに到着すると、各ユニットでは、仮想ドライブの論理アドレスを物理ドライブの物理アドレスに変換し、それとともにそのアクセス要求を自ユニットのアクセス制御回路に転送するか、他ユニットのアクセス制御回路に転送するかを選択する。
　　　【００２８】
　すなわち、アクセスすべき物理ドライブが自ユニット内のものであるときはアクセス要求を自ユニットのアクセス制御回路に転送し、アクセスすべき物理ドライブが他ユニット内のものであるときはアクセス要求を該他ユニットのアクセス制御回路に転送する。したがって、ディスクシステムを構成するすべてのドライブにわたる仮想ドライブ（仮想ディスクボリューム）が設定でき、一つのユニットからボリュームのどの領域へのアクセス要求でも対象ユニットに転送可能である。そのため、多数ドライブを統合的に管理でき、増設が容易であり、従来ドライブとの互換性があり、高性能なディスクシステムを実現することができる。」
　
（ク）
「　　【００２９】
　　【実施例】  
　以下、本発明の一実施例を図１〜１２を参照して説明する。
　　　【００３０】
　図３は、本発明の一実施例に係る仮想ディスクシステムの全体システム構成を示す。本実施例の仮想ディスクシステムは、複数のユニット２−１，２−２，…，２−３、およびスイッチ４０により構成される。ホストプロセッサ１とディスクシステムの各ユニット２とは、チャネル（外部インターフェースパス）４により接続されている。ホストプロセッサ１には、ディスクシステムのユニット２を複数接続することができる。
　　　【００３１】
　各ユニット２内には、ディスクドライブが備えられ、データが格納される。スイッチ４０は、ユニット２間を接続するためのものである。ホストプロセッサ１は、ＩＢＭ社のＥＳ／９０００シリーズ（商品名）のような大型汎用計算機とする。
　　　【００３２】
　オペレーティングシステム（ＯＳ）は、ホストプロセッサ１のチャネルインターフェースのコマンド体系にのっとってコマンドを発行する。コマンドで指定されるアドレスは、仮想ドライブ（仮想ディスクボリューム）を特定するドライブアドレス、並びにその仮想ドライブのシリンダアドレス（ＣＣ）、およびヘッドアドレス（ＨＨ）からなるＣＣＨＨである。なお、これにレコードアドレス（Ｒ）を加えてＣＣＨＨＲのアドレスを用いてもよいが、説明を容易にするため、本実施例では、ＣＣＨＨのアドレスで指定するものとする。
　　　【００３３】
　図２は、仮想ドライブの概念図であり、コマンドで指定するアドレスＣＣＨＨ（またはＣＣＨＨＲ）を説明するための図である。
　　　【００３４】
　ホストプロセッサ１から見たときの仮想ドライブは、図２のように従来の１つの物理ドライブのように見える。したがって、ホストプロセッサ１からは、まず仮想ドライブをドライブアドレスで特定するとともに、図２に示すように、当該データが格納されている（または格納する）トラックが所属するシリンダの位置を特定するシリンダアドレス（ＣＣ）、そのシリンダ内において当該データが格納されている（または格納する）トラックを特定するヘッドアドレス（ＨＨ）、および必要ならそのトラック内のレコードの位置を特定するレコードアドレス（Ｒ）で、データの位置を特定するようにしている。」
　
（ケ）
「　　【００３７】
　仮想ドライブは、図２で説明したようなアドレスを持つ仮想的なドライブとして、実際は複数のユニット２の中に作成される。上述したように、一つの仮想ドライブは、ホストプロセッサ１からは一つの物理ドライブに見えるが、その領域は複数のユニット２に分散していてもかまわない。
　　　【００３８】
　仮想ドライブの領域は、トラック単位で物理ドライブの領域に分散される。すなわち、仮想ドライブの一つのトラックは、ユニット２内の物理ドライブの一つのトラックに対応づけられる。それは、主記憶装置における仮想記憶ページと実記憶ページとの関係と同様である。」
　
（コ）
「　　【００４６】
　次に、図１および図４〜７を参照して、本実施例のユニット２の構成を詳しく説明する。
　　　【００４７】
　図１は、本実施例の仮想ディスクシステムの１つのユニット２の内部構成を示す図である。
　　　【００４８】
　ユニット２には、６台のＳＣＳＩインターフェースのドライブ１２から構成されるサブユニット１１が複数実装されている。なお、このサブユニット１１の数やＳＣＳＩドライブ１２の数は、本発明の効果を得るには、特に制限は無い。
　　　【００４９】
　ユニット２は、さらに、チャネルパスディレクタ５、２個のクラスタ１３−１，１３−２、およびバッテリバックアップ等により不揮発化された半導体メモリであるキャッシュメモリ７を備えている。このキャッシュメモリ７には、制御用のテーブルが格納されている。このテーブルについては、後に詳述する。キャッシュメモリ７およびその中のテーブルは、二つのクラスタ１３−１，１３−２から共有で使用される。
　　　【００５０】
　クラスタ１３（１３−１，１３−２）は独立に動作可能なパスの集合で、各クラスタ１３間においては電源、および回路は全く独立となっている。クラスタ１３−１は、２個のチャネルパス６−１，６−２、２個のドライブパス８−１，８−２、およびスイッチパス１０から構成されている。クラスタ１３−２の構成も同じである。
　　　【００５１】
　チャネルパス６（６−１，６−２）は、チャネル４とキャッシュメモリ７との間のパスである。ドライブパス８（８−１，８−２）は、キャッシュメモリ７とドライブ１２との間のパスである。スイッチパス１０は、キャッシュメモリ７とスイッチ４０との間のパスである。チャネルパス６、ドライブパス８、およびスイッチパス１０は、キャッシュメモリ７を介して接続されている。ホストプロセッサ１より発行されたコマンドは、外部インターフェースパス４を通ってチャネルパスディレクタ５に発行される。
　　　【００５２】
　２個のクラスタ１３−１，１３−２は、それぞれ、２個のパスで構成される。したがって、１つのユニット２は、合計４個のパスを備えている。このことから、ユニット２ではホストプロセッサ１からのコマンドを同時に４個まで受け付けることが可能である。」
　
（サ）
「　　【００５３】
　図４は、図１のクラスタ１３の内部構造を示した図である。なお、図において、共通のものは＊−１，＊−２のように同じ番号の後に−１や−２を付けて示しているが、以下の説明ではこれらの−１，−２などを除いた番号でそのものを代表させる。例えば、ＭＰ２０は、ＭＰ２０−１およびＭＰ２０−２の両者を代表する。
　　　【００５４】
　チャネルパスディレクタ５は、各チャネル４に接続されたインターフェースアダプタ（ＩＦ　Ａｄｐ）１５、およびチャネルパススイッチ１６を備えている。チャネルパス６は、チャネルインタフェース（ＣＨ　ＩＦ）２１、データ制御回路（ＤＣＣ）２２、チャネル側キャッシュアダプタ（Ｃ　Ａｄｐ）２３、およびマイクロプロセッサ（ＭＰ）２０を備えている。チャネルインタフェース２１は、データ線１８によりチャネルパススイッチ１６と接続されている。
　　　【００５５】
　キャッシュメモリ７には、仮想ドライブ管理テーブル３１、ユニット管理テーブル３２、および物理ドライブ管理テーブル３３が設けられている。ドライブパス８は、ドライブ側キャッシュアダプタ（Ｃ　Ａｄｐ）２６、およびドライブインターフェース回路（Ｄｒｉｖｅ　ＩＦ）２７を備えている。スイッチパス１０は、スイッチインターフェース回路（ＳＷ　ＩＦ）２５、データ制御回路（ＤＣＣ）２８、およびスイッチ側キャッシュアダプタ（Ｃ　Ａｄｐ）２４を備えている。
　　　【００５６】
　９はドライブユニットパスである。１７は、チャネルパススイッチ１６、チャネルインタフェース１７、データ制御回路２２、チャネル側キャッシュアダプタ２３、マイクロプロセッサ２０、キャッシュメモリ７、ドライブ側キャッシュアダプタ２６、ドライブインターフェース回路２７、スイッチインターフェース回路２５、データ制御回路２８、およびスイッチ側キャッシュアダプタ２４を接続する制御信号線である。
　　　【００５７】
　ホストプロセッサ１から発行されたコマンドは、インターフェースアダプタ（以下、ＩＦ　Ａｄｐ）１５により取り込まれ、マイクロプロセッサであるＭＰ２０はクラスタ内の外部インターフェースパス４の中で使用可能なパスがあるか否かを調べる。使用可能な外部インターフェースパス４がある場合、ＭＰ２０は、チャネルパススイッチ１６を切り換えて、コマンドの受付け処理を行なう。コマンドを受け付けることができない場合は、受付不可の応答をホストプロセッサ１へ送る。」
　
（シ）
「　　【００９７】
　（３）次に、図１０を参照して、ホストプロセッサ１から仮想ドライブ作成コマンドを受け取った場合の処理の流れを説明する。ホストプロセッサ１は、仮想ドライブの管理元のユニット番号と仮想ドライブアドレスとをオペランドとして仮想ドライブ作成コマンドを発行する。オペランドで指定された管理元ユニットでは、以下の処理を行う。
　　　【００９８】
　ホストプロセッサ１から仮想ドライブ作成コマンドを受け取ると、ＭＰ２０は、仮想ドライブ管理テーブル３１（図５）の空きエントリを確保し（ステップ１４１）、コマンドのオペランドとして受け取った作成すべき仮想ドライブのアドレスをフィールド５１に設定する（ステップ１４２）。」
　
（ス）
「　　【００９９】
　（４）次に、図１１を参照して、ホストプロセッサ１から領域確保コマンドを受け取った場合の処理の流れを説明する。ホストプロセッサ１は、仮想ドライブアドレスと実際の領域を確保するユニットのユニット番号と物理ドライブアドレスと確保トラック数とをオペランドとして領域確保コマンドを発行する。当該仮想ドライブアドレス（オペランドで指定された仮想ドライブアドレス）の仮想ドライブの管理元のユニット２では、以下の処理を行う。
　　　【０１００】
　ホストプロセッサ１から領域確保コマンドを受け取ると、ＭＰ２０は、実際に領域を確保するユニットとしてオペランドで指定されたユニットが、自ユニットであるか他ユニットであるかを判別する（ステップ１２１）。指定ユニットが他ユニットならば、ユニット管理テーブル（図７）を参照して、指定ユニットのスイッチアドレスを求める（ステップ１２２）。そして、スイッチパス１０を介して当該スイッチアドレスのユニットへ領域確保要求コマンドを発行（転送）する（ステップ１２３）。他ユニット２への領域確保要求コマンド発行においては、ホストプロセッサ１から受けたオペランドも含めて転送する。
　　　【０１０１】
　ステップ１２１で指定ユニットが自ユニットのときは、物理ドライブ管理テーブル３３（図６）を参照して、コマンドのオペランドで指定された物理ドライブアドレスのドライブの空きトラック数７４を読み出し、その空きトラック数がオペランドで指定された確保トラック数以上であるか否かを判別する（ステップ１２４）。空きトラック数が、指定された確保トラック数より小さいときは、その確保トラック数分のトラックは確保できないということだから、ホストプロセッサ１に領域確保失敗の割り込みを返す（ステップ１２５）。
　　　【０１０２】
　ステップ１２４で空きトラック数が指定された確保トラック数以上のときは、物理ドライブ管理テーブル３３（図６）のエントリのうち、コマンドのオペランドで指定された物理ドライブアドレスの先頭エントリからサーチし、仮想ドライブ割り当てフラグ７３がゼロのエントリを確保トラック数分だけ確保する。そして、確保したエントリの仮想ドライブ割り当てフラグ７３を１に設定し、その指定ドライブの空きトラック数７４を確保トラック数だけマイナスして更新する（ステップ１２６）。
　　　【０１０３】
　次に、仮想ドライブ管理テーブル３１（図５）において、オペランドで指定された仮想ドライブアドレスの空きトラックエントリに、トラックアドレス（ＣＣＨＨ）５２とステップ１２６で確保したトラックの物理ドライブアドレス５３とＣＣＨＨ５４とを設定する（ステップ１２７）。そして、ホストプロセッサ１に領域確保成功の割り込み応答を返す（ステップ１２８）。」
　
（セ）
「　　【０１０９】
　上記実施例によれば、仮想ドライブ管理テーブル３１（図５）により仮想ドライブアドレスと物理ドライブアドレスとの対応を取っているので、上位装置からは従来ドライブを同じインターフェースでアクセスできる仮想ドライブが見えるようにできる。仮想ドライブは実際は複数の物理ドライブ上に構成されており、複数の物理ドライブの統合的な管理が実現される。さらに、ユニットを増設して仮想ドライブ作成コマンドや領域確保コマンドを用いて、容易に仮想ドライブの作成および領域の確保を行うことができる。」
　
（ソ）
「　　　【０１１４】
　　【発明の効果】
　本発明によれば、多数の物理ドライブが実装されていても、それらを少数の仮想ディスクボリュームとして、ホストプロセッサからアクセスすることができるので、ドライブの統合的な管理が実現でき、システム管理者のファイル管理が容易となる。また、ホストプロセッサからは従来と互換性のある仮想ディスクボリュームのみが見えており、従来と同様の方法で仮想ディスクボリュームにアクセスできるので、ソフトウェアの変更が不要である。」
　
（タ）
「　　【０１１５】
　また、ドライブを増設した場合は、既存の仮想ディスクボリュームの容量拡張とすることができるので、新たなディスクボリュームのシステムへの追加やファイルの新ディスクボリュームへの移動作業が不要であり、増設が容易となる。また、統合管理の処理はすべてディスクシステム側で行なうのでホストプロセッサの負荷とならない。さらに、ディスクシステムの複数のユニットで処理を分担できるので、特定の制御装置に負荷が集中せず、高性能なディスクシステムを実現することができる。」
　
　
　以上の引用例１の記載によれば、引用例１には以下の事項が開示されていると認められる。
　
（ａ）
　引用例１の上記（キ）の「仮想ドライブ（仮想ディスクボリューム）」という記載、
　引用例１の上記（ソ）の「また、ホストプロセッサからは従来と互換性のある仮想ディスクボリュームのみが見えており、従来と同様の方法で仮想ディスクボリュームにアクセスできるので、ソフトウェアの変更が不要である。」という記載、
　引用例１の上記（サ）の「マイクロプロセッサ（ＭＰ）２０」という記載、
　引用例１の上記（ス）の「次に、図１１を参照して、ホストプロセッサ１から領域確保コマンドを受け取った場合の処理の流れを説明する。ホストプロセッサ１は、仮想ドライブアドレスと実際の領域を確保するユニットのユニット番号と物理ドライブアドレスと確保トラック数とをオペランドとして領域確保コマンドを発行する。当該仮想ドライブアドレス（オペランドで指定された仮想ドライブアドレス）の仮想ドライブの管理元のユニット２では、以下の処理を行う。・・・（中略）・・・ホストプロセッサ１から領域確保コマンドを受け取ると、ＭＰ２０は、実際に領域を確保するユニットとしてオペランドで指定されたユニットが、自ユニットであるか他ユニットであるかを判別する（ステップ１２１）。・・・（中略）・・・ステップ１２１で指定ユニットが自ユニットのときは、物理ドライブ管理テーブル３３（図６）を参照して、コマンドのオペランドで指定された物理ドライブアドレスのドライブの空きトラック数７４を読み出し、その空きトラック数がオペランドで指定された確保トラック数以上であるか否かを判別する（ステップ１２４）。・・・（中略）・・・ステップ１２４で空きトラック数が指定された確保トラック数以上のときは、物理ドライブ管理テーブル３３（図６）のエントリのうち、コマンドのオペランドで指定された物理ドライブアドレスの先頭エントリからサーチし、仮想ドライブ割り当てフラグ７３がゼロのエントリを確保トラック数分だけ確保する。・・・（中略）・・・次に、仮想ドライブ管理テーブル３１（図５）において、オペランドで指定された仮想ドライブアドレスの空きトラックエントリに、トラックアドレス（ＣＣＨＨ）５２とステップ１２６で確保したトラックの物理ドライブアドレス５３とＣＣＨＨ５４とを設定する（ステップ１２７）。そして、ホストプロセッサ１に領域確保成功の割り込み応答を返す（ステップ１２８）。」という記載、
　引用例１の上記（ケ）の「仮想ドライブの領域は、トラック単位で物理ドライブの領域に分散される。すなわち、仮想ドライブの一つのトラックは、ユニット２内の物理ドライブの一つのトラックに対応づけられる。」という記載、
　引用例１の上記（セ）の「上記実施例によれば、仮想ドライブ管理テーブル３１（図５）により仮想ドライブアドレスと物理ドライブアドレスとの対応を取っているので、上位装置からは従来ドライブを同じインターフェースでアクセスできる仮想ドライブが見えるようにできる。」という記載から、
　引用例１には、「仮想ドライブを設定する仮想空間を見るホストプロセッサと通信するマイクロプロセッサにおいて、仮想ドライブのトラックを物理ドライブのトラックに対応づける方法」が開示されていると認められる。
　
（ｂ）
　上記（ａ）の「仮想ドライブを設定する仮想空間を見るホストプロセッサと通信するマイクロプロセッサにおいて、仮想ドライブのトラックを物理ドライブのトラックに対応づける方法」という開示、
　引用例１の上記（ケ）の「仮想ドライブの領域は、トラック単位で物理ドライブの領域に分散される。すなわち、仮想ドライブの一つのトラックは、ユニット２内の物理ドライブの一つのトラックに対応づけられる。」という記載、
　引用例１の上記（セ）の「上記実施例によれば、仮想ドライブ管理テーブル３１（図５）により仮想ドライブアドレスと物理ドライブアドレスとの対応を取っているので、上位装置からは従来ドライブを同じインターフェースでアクセスできる仮想ドライブが見えるようにできる。」という記載、
　引用例１の図５の上段には、（「仮想ドライブのトラック」を指す）仮想ドライブ内のアドレスＣＣＨＨが、「ＡＤＲ１」、「ＡＤＲ２」、「ＡＤＲ３」、・・・というように連続したシーケンスとして定義されていることが図示されていること、
　引用例１の上記（ク）の「コマンドで指定されるアドレスは、仮想ドライブ（仮想ディスクボリューム）を特定するドライブアドレス、並びにその仮想ドライブのシリンダアドレス（ＣＣ）、およびヘッドアドレス（ＨＨ）からなるＣＣＨＨである。なお、これにレコードアドレス（Ｒ）を加えてＣＣＨＨＲのアドレスを用いてもよいが、説明を容易にするため、本実施例では、ＣＣＨＨのアドレスで指定するものとする。」という記載から、
　引用例１には、「前記マイクロプロセッサで、前記仮想ドライブを設定する仮想空間を仮想ドライブのトラックのシーケンスとして定義するステップを含み、各仮想ドライブのトラックが前記仮想ディスクを設定する仮想空間において複数の仮想レコードを含む」ことが開示されていると認められる。
　
（ｃ）
　上記（ａ）の「仮想ドライブを設定する仮想空間を見るホストプロセッサと通信するマイクロプロセッサにおいて、仮想ドライブのトラックを物理ドライブのトラックに対応づける方法」という開示、
　引用例１の上記（キ）の「したがって、ディスクシステムを構成するすべてのドライブにわたる仮想ドライブ（仮想ディスクボリューム）が設定でき」るという記載、
　引用例１の上記（ケ）の「仮想ドライブの領域は、トラック単位で物理ドライブの領域に分散される。すなわち、仮想ドライブの一つのトラックは、ユニット２内の物理ドライブの一つのトラックに対応づけられる。」という記載、
　引用例１の上記（ス）の「次に、図１１を参照して、ホストプロセッサ１から領域確保コマンドを受け取った場合の処理の流れを説明する。ホストプロセッサ１は、仮想ドライブアドレスと実際の領域を確保するユニットのユニット番号と物理ドライブアドレスと確保トラック数とをオペランドとして領域確保コマンドを発行する。当該仮想ドライブアドレス（オペランドで指定された仮想ドライブアドレス）の仮想ドライブの管理元のユニット２では、以下の処理を行う。・・・（中略）・・・ホストプロセッサ１から領域確保コマンドを受け取ると、ＭＰ２０は、実際に領域を確保するユニットとしてオペランドで指定されたユニットが、自ユニットであるか他ユニットであるかを判別する（ステップ１２１）。・・・（中略）・・・ステップ１２１で指定ユニットが自ユニットのときは、物理ドライブ管理テーブル３３（図６）を参照して、コマンドのオペランドで指定された物理ドライブアドレスのドライブの空きトラック数７４を読み出し、その空きトラック数がオペランドで指定された確保トラック数以上であるか否かを判別する（ステップ１２４）。・・・（中略）・・・ステップ１２４で空きトラック数が指定された確保トラック数以上のときは、物理ドライブ管理テーブル３３（図６）のエントリのうち、コマンドのオペランドで指定された物理ドライブアドレスの先頭エントリからサーチし、仮想ドライブ割り当てフラグ７３がゼロのエントリを確保トラック数分だけ確保する。・・・（中略）・・・次に、仮想ドライブ管理テーブル３１（図５）において、オペランドで指定された仮想ドライブアドレスの空きトラックエントリに、トラックアドレス（ＣＣＨＨ）５２とステップ１２６で確保したトラックの物理ドライブアドレス５３とＣＣＨＨ５４とを設定する（ステップ１２７）。そして、ホストプロセッサ１に領域確保成功の割り込み応答を返す（ステップ１２８）。」という記載（当該記載から、「ＭＰ２０」（マイクロプロセッサ）物理ドライブのトラックを管理していることは明らかである。）、
　引用例１の上記（セ）の「上記実施例によれば、仮想ドライブ管理テーブル３１（図５）により仮想ドライブアドレスと物理ドライブアドレスとの対応を取っているので、上位装置からは従来ドライブを同じインターフェースでアクセスできる仮想ドライブが見えるようにできる。」という記載、
　引用例１の図５の上段には、（「物理ドライブのトラック」を指す）物理ドライブ内のアドレスＣＣＨＨが、「ＤＲ１」の「ＰＡＤＲ１」、「ＤＲ２」の「ＰＡＤＲ４」、・・・というようにシーケンスとして定義されていることが図示されていること、
　引用例１の上記（ク）の「コマンドで指定されるアドレスは、仮想ドライブ（仮想ディスクボリューム）を特定するドライブアドレス、並びにその仮想ドライブのシリンダアドレス（ＣＣ）、およびヘッドアドレス（ＨＨ）からなるＣＣＨＨである。なお、これにレコードアドレス（Ｒ）を加えてＣＣＨＨＲのアドレスを用いてもよいが、説明を容易にするため、本実施例では、ＣＣＨＨのアドレスで指定するものとする。・・・（中略）・・・ホストプロセッサ１から見たときの仮想ドライブは、図２のように従来の１つの物理ドライブのように見える。」という記載（なお、「ホストプロセッサ１から見たときの仮想ドライブは、図２のように従来の１つの物理ドライブのように見える。」という記載から、「仮想ドライブ」同様、「物理ドライブ」にも、レコードの概念を設定可能であることは明らかである。）から、
　引用例１には、「前記マイクロプロセッサで、ディスクシステムの物理空間を、前記マイクロプロセッサによって管理される物理ドライブのトラックのシーケンスとして定義するステップを含み、各物理ドライブのトラックがディスクシステムにおいて複数の物理レコードを含む」ことが開示されていると認められる。
　
（ｄ）
　上記（ａ）の「仮想ドライブを設定する仮想空間を見るホストプロセッサと通信するマイクロプロセッサにおいて、仮想ドライブのトラックを物理ドライブのトラックに対応づける方法」という開示、
　上記（ｂ）の「前記マイクロプロセッサで、前記仮想ドライブを設定する仮想空間を仮想ドライブのトラックのシーケンスとして定義するステップを含み、各仮想ドライブのトラックが前記仮想ディスクを設定する仮想空間において複数の仮想レコードを含む」という開示、
　上記（ｃ）の「前記マイクロプロセッサで、ディスクシステムの物理空間を、前記マイクロプロセッサによって管理される物理ドライブのトラックのシーケンスとして定義するステップを含み、各物理ドライブのトラックがディスクシステムにおいて複数の物理レコードを含む」という開示、
　引用例１の図５の上段には、（「仮想ドライブのトラック」を指す）仮想ドライブ内のアドレスＣＣＨＨが、「ＡＤＲ１」、「ＡＤＲ２」、「ＡＤＲ３」、・・・というように連続したシーケンスとして定義されていることが図示されていること、
　引用例１の図５の上段及び下段には、（「物理ドライブのトラック」を指す）物理ドライブ内のアドレスＣＣＨＨが、「ＤＲ１」の「ＰＡＤＲ１」、「ＤＲ２」の「ＰＡＤＲ４」、・・・というように不連続のシーケンスとして定義されていることが図示されていることから、
　引用例１には、「前記マイクロプロセッサで、前記ホストプロセッサにおける前記仮想ドライブを設定する仮想空間を定義する前記仮想ドライブのトラックのシーケンスにおける各仮想ドライブのトラックを、前記ディスクシステムにおける１つの物理ドライブのトラックに対応づけるステップを含み、連続した仮想ドライブのトラックが不連続の物理ドライブのトラックに対応づけることが可能である」ことが開示されていると認められる。
　
（ｅ）
　上記（ｂ）の「前記マイクロプロセッサで、前記仮想ドライブを設定する仮想空間を仮想ドライブのトラックのシーケンスとして定義するステップを含み、各仮想ドライブのトラックが前記仮想ディスクを設定する仮想空間において複数の仮想レコードを含む」という開示、
　引用例１の上記（キ）の「したがって、ディスクシステムを構成するすべてのドライブにわたる仮想ドライブ（仮想ディスクボリューム）が設定でき」るという記載から、上記（ｂ）中の「仮想ドライブを設定する仮想空間」のサイズは、「物理ドライブ」の記憶領域のサイズの合計に等しいことは明らかであること、
　そして、当該「物理ドライブ」の記憶領域は複数の「物理ドライブのトラック」からなることを鑑みれば、各「物理ドライブ」の記憶領域のサイズは「物理ドライブのトラック」のサイズの倍数になること（すなわち、「仮想ドライブを設定する仮想空間」のサイズは「物理ドライブのトラック」のサイズの倍数になること）は明らかであること、
　引用例１の上記（ケ）の「仮想ドライブの領域は、トラック単位で物理ドライブの領域に分散される。すなわち、仮想ドライブの一つのトラックは、ユニット２内の物理ドライブの一つのトラックに対応づけられる。」という記載（すなわち、「仮想ドライブのトラック」のサイズと「物理ドライブのトラック」のサイズは等しいのであるから、「仮想ドライブを設定する仮想空間」のサイズは「仮想ドライブのトラック」のサイズの倍数になる。）から、
　引用例１には、「前記仮想ドライブのトラックのサイズが、前記仮想ドライブを設定する仮想空間のサイズが前記仮想ドライブのトラックのサイズの倍数であるように選択される」ことが開示されていると認められる。
　
　
　以上の引用例１の記載によれば、引用例１には下記の発明（以下、「引用例１発明」という。）が開示されていると認められる。
　
「仮想ドライブを設定する仮想空間を見るホストプロセッサと通信するマイクロプロセッサにおいて、仮想ドライブのトラックを物理ドライブのトラックに対応づける方法であって、
　前記マイクロプロセッサで、前記仮想ドライブを設定する仮想空間を仮想ドライブのトラックのシーケンスとして定義するステップを含み、各仮想ドライブのトラックが前記仮想ディスクを設定する仮想空間において複数の仮想レコードを含み、さらに、
　前記マイクロプロセッサで、ディスクシステムの物理空間を、前記マイクロプロセッサによって管理される物理ドライブのトラックのシーケンスとして定義するステップを含み、各物理ドライブのトラックがディスクシステムにおいて複数の物理レコードを含み、さらに、
　前記マイクロプロセッサで、前記ホストプロセッサにおける前記仮想ドライブを設定する仮想空間を定義する前記仮想ドライブのトラックのシーケンスにおける各仮想ドライブのトラックを、前記ディスクシステムにおける１つの物理ドライブのトラックに対応づけるステップを含み、連続した仮想ドライブのトラックが不連続の物理ドライブのトラックに対応づけることが可能であり、
　前記仮想ドライブのトラックのサイズが、前記仮想ドライブを設定する仮想空間のサイズが前記仮想ドライブのトラックのサイズの倍数であるように選択される、
前記方法。」
　
　
　
（２）原査定の拒絶の理由に引用された、特開平９−６２４５２号公報（以下、「引用例２」という）には、図面とともに以下の技術事項が記載されている。
　
（チ）
「　【請求項１】　物理ボリュームを複数の論理ボリュームに分割して使用する時、各々の前記論理ボリュームにおける同一相対位置の単位領域が前記物理ボリューム上で近接して配置されるように、前記単位領域に属するデータブロックの前記論理ボリュームにおける格納位置を示す論理ブロックアドレスと前記物理ボリュームにおける格納位置を示す物理ブロックアドレスの変換を行うことを特徴とするブロックアドレスの変換方法。」
　
（ツ）
「　　【０００１】
　　【産業上の利用分野】
　本発明はブロックアドレスの変換技術および回転型記憶サブシステムの制御技術に関し、特に、磁気ディスク等の回転型記憶媒体を複数の論理ボリュームに分割して使用する回転型記憶サブシステムの制御に適用して有効な技術に関する。」
　
　
　以上の引用例２の記載によれば、引用例２には下記の発明（以下、「引用例２発明」という。）が開示されていると認められる。
　
「磁気ディスク等の回転型記憶媒体を複数の論理ボリュームに分割して使用する回転型記憶サブシステムの制御に適用する方法であって、
　物理ボリュームを複数の論理ボリュームに分割して使用する時、各々の前記論理ボリュームにおける同一相対位置の単位領域が前記物理ボリューム上で近接して配置されるように、前記単位領域に属するデータブロックの前記論理ボリュームにおける格納位置を示す論理ブロックアドレスと前記物理ボリュームにおける格納位置を示す物理ブロックアドレスの変換を行うことを特徴とするブロックアドレスの変換方法。」
  
　
　
３．対比
　
　本願発明と引用例１発明とを対比する。
　
（１）
　引用例１発明の「仮想ドライブを設定する仮想空間」、「ホストプロセッサ」、「マイクロプロセッサ」、「対応づけ」、「ディスクシステムの物理空間」、「ディスクシステム」は、
それぞれ、
　本願発明の「論理記憶空間」、「少なくとも１つのホスト・システム」、「記憶コントローラ」、「マッピング」、「物理記憶空間」、「物理記憶システム」に相当する。
　
（２）
　引用例１発明の、「各仮想ドライブのトラックが前記仮想ディスクを設定する仮想空間において複数の仮想レコードを含」むという記載、及び「各物理ドライブのトラックがディスクシステムにおいて複数の物理レコードを含」むという記載から、
　「仮想ドライブのトラックを物理ドライブのトラックに対応づける」ということは、間接的に、「仮想ドライブのレコードを物理ドライブのレコードに対応づける」ことになる。
　
　したがって、引用例１発明の「仮想ドライブを設定する仮想空間を見るホストプロセッサと通信するマイクロプロセッサにおいて、仮想ドライブのトラックを物理ドライブのトラックに対応づける方法」
（なお、「仮想ドライブを設定する仮想空間を見るホストプロセッサと通信するマイクロプロセッサにおいて、仮想ドライブのレコードを物理ドライブのレコードに対応づける方法」を発明特定事項として含む。）と、
　
　本願発明の「論理記憶空間を見る、少なくとも１つのホスト・システムと通信する記憶コントローラにおいて、論理ブロックを物理記憶ブロックにマッピングする方法」とは、
　
　「論理記憶空間を見る、少なくとも１つのホスト・システムと通信する記憶コントローラにおいて、論理単位ユニットを物理単位ユニットにマッピングする方法」で一致し、
　
・本願発明の「論理単位ユニット」は「論理ブロック」であるのに対し、引用例１発明の「論理単位ユニット」は「仮想ドライブのレコード」である点、
・本願発明の「物理単位ユニット」は「物理記憶ブロック」であるのに対し、引用例１発明の「物理単位ユニット」は「物理ドライブのレコード」である点、
　で相違する。
　
（３）
　引用例１発明の「前記マイクロプロセッサで、前記仮想ドライブを設定する仮想空間を仮想ドライブのトラックのシーケンスとして定義するステップを含み、各仮想ドライブのトラックが前記仮想ディスクを設定する仮想空間において複数の仮想レコードを含」むことと、
　
　本願発明の「前記記憶コントローラで、前記論理記憶空間を論理チャンクのシーケンスとして定義するステップを含み、各論理チャンクが前記論理記憶空間において複数の論理ブロックを含」むこととは、
　
　「前記記憶コントローラで、前記論理記憶空間を論理ユニットのシーケンスとして定義するステップを含み、各論理ユニットが前記論理記憶空間において複数の論理単位ユニットを含」む点で一致し、
　
・本願発明の「論理ユニット」は「論理チャンク」であるのに対し、引用例１発明の「論理ユニット」は「仮想ドライブのトラック」である点、
・本願発明の「論理単位ユニット」は「論理ブロック」であるのに対し、引用例１発明の「論理単位ユニット」は「論理ドライブのレコード」である点、
　で相違する。
　
（４）
　引用例１発明の「前記マイクロプロセッサで、ディスクシステムの物理空間を、前記マイクロプロセッサによって管理される物理ドライブのトラックのシーケンスとして定義するステップを含み、各物理ドライブのトラックがディスクシステムにおいて複数の物理レコードを含」むことと、
　
　本願発明の「前記記憶コントローラで、物理記憶空間を、前記記憶コントローラによって管理される物理チャンクのシーケンスとして定義するステップを含み、各物理チャンクが物理記憶システムにおいて複数の物理ブロックを含」むこととは、
　
　「前記記憶コントローラで、物理記憶空間を、前記記憶コントローラによって管理される物理ユニットのシーケンスとして定義するステップを含み、各物理ユニットが物理記憶システムにおいて複数の物理単位ユニットを含」む点で一致し、
　
・本願発明の「物理ユニット」は「物理チャンク」であるのに対し、引用例１発明の「物理ユニット」は「物理ドライブのトラック」である点、
・本願発明の「物理単位ユニット」は「物理ブロック」であるのに対し、引用例１発明の「物理単位ユニット」は「物理ドライブのレコード」である点、
　で相違する。
　
（５）
　引用例１発明の「前記マイクロプロセッサで、前記ホストプロセッサにおける前記仮想ドライブを設定する仮想空間を定義する前記仮想ドライブのトラックのシーケンスにおける各仮想ドライブのトラックを、前記ディスクシステムにおける１つの物理ドライブのトラックに対応づけるステップを含み、連続した仮想ドライブのトラックが不連続の物理ドライブのトラックに対応づけることが可能」であることと、
　
　本願発明の「前記記憶コントローラで、前記少なくとも１つのホスト・システムにおける前記論理記憶空間を定義する前記論理チャンクのシーケンスにおける各論理チャンクを、前記物理記憶システムにおける１つの物理チャンクに関連付けるステップを含み、連続論理チャンクが不連続物理チャンクに関連付けられることが可能」であることとは、
　
　「前記記憶コントローラで、前記少なくとも１つのホスト・システムにおける前記論理記憶空間を定義する前記論理ユニットのシーケンスにおける各論理ユニットを、前記物理記憶システムにおける１つの物理ユニットに関連付けるステップを含み、連続論理ユニットが不連続物理ユニットに関連付けられることが可能」である点で一致し、
　
・本願発明の「論理ユニット」は「論理チャンク」であるのに対し、引用例１発明の「論理ユニット」は「仮想ドライブのトラック」である点、
・本願発明の「物理ユニット」は「物理チャンク」であるのに対し、引用例１発明の「物理ユニット」は「物理ドライブのトラック」である点、
・本願発明の「連続論理ユニット」は「連続論理チャンク」であるのに対し、引用例１発明の「連続論理ユニット」は「連続した仮想ドライブのトラック」である点、
・本願発明の「不連続物理ユニット」は「不連続物理チャンク」であるのに対し、引用例１発明の「不連続物理ユニット」は「不連続の物理ドライブのトラック」である点、
　で相違する。
　
（６）
　引用例１発明の「前記仮想ドライブのトラックのサイズが、前記仮想ドライブを設定する仮想空間のサイズが前記仮想ドライブのトラックのサイズの倍数であるように選択される」ことと、
　
　本願発明の「前記論理チャンク・サイズが、前記論理記憶空間が前記論理チャンク・サイズの倍数であるように選択される」こととは、
　
　「前記論理ユニット・サイズが、前記論理記憶空間が前記論理ユニット・サイズの倍数であるように選択される」点で一致し、
　
　本願発明の「論理ユニット」は「論理チャンク」であるのに対し、引用例１発明の「論理ユニット」は「仮想ドライブのトラック」である点、
　で相違する。
　
（７）
　したがって、本願発明と引用例１発明とは、
　
「論理記憶空間を見る、少なくとも１つのホスト・システムと通信する記憶コントローラにおいて、論理単位ユニットを物理単位ユニットにマッピングする方法であって、
　前記記憶コントローラで、前記論理記憶空間を論理ユニットのシーケンスとして定義するステップを含み、各論理ユニットが前記論理記憶空間において複数の論理単位ユニットを含み、さらに、
　前記記憶コントローラで、物理記憶空間を、前記記憶コントローラによって管理される物理ユニットのシーケンスとして定義するステップを含み、各物理ユニットが物理記憶システムにおいて複数の物理単位ユニットを含み、さらに、
　前記記憶コントローラで、前記少なくとも１つのホスト・システムにおける前記論理記憶空間を定義する前記論理ユニットのシーケンスにおける各論理ユニットを、前記物理記憶システムにおける１つの物理ユニットに関連付けるステップを含み、連続論理ユニットが不連続物理ユニットに関連付けられることが可能であり、
　前記論理ユニット・サイズが、前記論理記憶空間が前記論理ユニット・サイズの倍数であるように選択される、
　前記方法。」
　
　で一致し、以下の点で相違する。
　
（相違点）
・本願発明の「論理ユニット」は「論理チャンク」であるのに対し、引用例１発明の「論理ユニット」は「仮想ドライブのトラック」である点、
　
・本願発明の「論理単位ユニット」は「論理ブロック」であるのに対し、引用例１発明の「論理単位ユニット」は「論理ドライブのレコード」である点、
　
・本願発明の「物理ユニット」は「物理チャンク」であるのに対し、引用例１発明の「物理ユニット」は「物理ドライブのトラック」である点、
　
・本願発明の「物理単位ユニット」は「物理（記憶）ブロック」であるのに対し、引用例１発明の「物理単位ユニット」は「物理ドライブのレコード」である点、
　
・本願発明の「連続論理ユニット」は「連続論理チャンク」であるのに対し、引用例１発明の「連続論理ユニット」は「連続した仮想ドライブのトラック」である点、
　
・本願発明の「不連続物理ユニット」は「不連続物理チャンク」であるのに対し、引用例１発明の「不連続物理ユニット」は「不連続の物理ドライブのトラック」である点、
　
　
　
４．相違点の判断
　
　引用例２発明の開示にあるように、ディスクをブロック単位で管理することは、情報処理分野における周知技術である。
　
　また、例えば、出願人（審判請求人）の日本法人が発行している、オープン・システムＣＩＣＳ　ＣＩＣＳ用Ｅｎｃｉｎａ，ＳＣ８８−７４５７−０１（英文原典ＳＣ３３−１５６７−０１），日本アイ・ビー・エム株式会社，１９９６年９月，ｐ．１４，ｐ．１７−ｐ．２１，ｐ．７８−ｐ．８０，ｐ．９９−ｐ．１０２（以下、「周知文献」という。）に開示されているように、
　論理ボリュームに物理ボリュームをマッピングするディスクシステムにおいて、チャンクという単位を用いてマッピングを行うことは、情報処理分野における周知技術である。
　
　しかも、本願発明の「チャンク」及び「ブロック」との関係は、引用例１発明の「トラック」及び「レコード」との関係と相似の関係にある。
　
　したがって、引用例１発明において、「トラック」及び「レコード」を、それぞれ、「チャンク」及び「ブロック」と称することにより、
　
・引用例１発明の「論理ユニット」を「論理チャンク」とすること、
　
・引用例１発明の「論理単位ユニット」を「論理ブロック」とすること、
　
・引用例１発明の「物理ユニット」を「物理チャンク」とすること、
　
・引用例１発明の「物理単位ユニット」を「物理（記憶）ブロック」とすること、
　
・引用例１発明の「連続論理ユニット」を「連続論理チャンク」とすること、
　
・引用例１発明の「不連続物理ユニット」を「不連続物理チャンク」とすること、
　
　は当業者が容易に想到し得ることである。
　
　そして、その際、
　周知文献に、論理ボリュームにマッピングするための物理ボリュームの作成に関して「ディスクを最も効率的に使用するには、領域サイズを、チャンク・サイズの倍数に指定してください。」（第８０頁第４乃至６行）と記載されているように、領域サイズをチャンク・サイズの倍数に指定すれば、ディスクを最も効率的に使用できることは周知であることを鑑みれば、
　「前記論理チャンク・サイズが、前記論理記憶空間が前記論理チャンク・サイズの倍数であるように選択される」ことを維持することも、当業者が容易に想到し得ることである。
　
　
　
５．付記
　
　平成１６年１０月１９日付け意見書における出願人（後の審判請求人）の、
「本願発明では、固定ブロックセクタ（ありのままの固定ブロックデータ又はCKDデータのエミュレーションを含むもの）と、それらを物理固定ブロックデバイス（ストライプされたRAIDランク）へ、デバイスの必要に応じて、スペースを動的に拡張し、削除し、再利用することを許容するものであります。」
「本願発明が着眼している新しいことは、ストレージサブシステムにおける動的マッピングであって、それはスペースを削除したり再利用したりすることを拡張させるということにあります。」
　等の主張に対して、
　
　平成１７年９月２８日付け拒絶査定の「備考」欄で、
「理由１，２についての出願人の主張は請求項の記載に基づく主張でないから採用することができない。」
　というように、出願人（後の審判請求人）が本願発明の特徴であると主張している動的マッピングに関する規定が、請求項の記載にない旨指摘されているにも関わらず、
　
　審判請求人は、平成１７年１２月１９日付け審判請求書、及び平成２０年７月９日付け回答書において、平成１６年１０月１９日付け意見書と同様の主張を繰り返すのみである。
　
　そこで、この点を当審において検討すると、平成１７年１２月１９日付け手続補正書において、本願発明に対応する特許請求の範囲第２項、及びその他の特許請求の範囲に対して、静的マッピングを含まない、動的マッピングに特化した規定を明記していない。
　
　そして、審判請求人が自認するように、動的マッピングの根拠は特許請求の範囲の記載に基づくものではなく、本出願当初明細書段落【０００２】乃至【０００６】に基づくものである。
　
　したがって、上記「１．本願発明の認定」に誤りは無いのであるから、上記「３．対比」、「４．相違点の判断」にも誤りは無い。
　
　
　なお、仮に、本願発明が、（静的マッピングを含まない）動的マッピングに関する発明であると、特許請求の範囲に明記されているとしても、以下の理由のとおり、この点に進歩性を認めることはできない。
　
（理由）
　
・引用例１の上記（キ）の「仮想ドライブ（仮想ディスクボリューム）」という記載、及び引用例１の上記（タ）の「また、ドライブを増設した場合は、既存の仮想ディスクボリュームの容量拡張とすることができるので、新たなディスクボリュームのシステムへの追加やファイルの新ディスクボリュームへの移動作業が不要であり、増設が容易となる。」という記載から、既存の仮想ドライブの容量拡張を行えることが開示されていること、
　
・引用例１の上記（ス）の記載によれば、「領域確保コマンド」によっては、指定された「論理ドライブ」に対して、指定されたひとつの「物理ドライブ」中のトラックからしか領域確保が出来ないにもかかわらず、引用例１の図５の上段にあるように、ひとつの「論理ドライブ」に対して、「ＤＲ１」の「ＰＡＤＲ１」、「ＤＲ２」の「ＰＡＤＲ４」、・・・というように、複数の「物理ドライブ」中のトラックから領域確保が出来ていることから、「領域確保コマンド」は、ある「論理ドライブ」に対して複数回実行できることが示唆されていること、
（すなわち、既存の仮想ドライブの容量拡張を行うための、技術的な裏づけがあると考えられる。）
　
・「４．相違点の判断」で提示した周知文献には、「論理ボリュームは、オンラインで使用中（入出力の実行中）に拡張することができます。」（第９９頁の「説明」欄最終行）ということが記載されており、所謂、動的マッピングそれ自体は実現されていたことが示唆されていること、
　
　から、引用例１発明において、「領域確保コマンド」を適宜複数回使用することにより、動的マッピングを可能とすることは、当業者が容易に想到し得ることである。
　
　
　
６．むすび 
 　 
　したがって、本願発明は、引用例１、引用例２、及び周知文献に記載された発明に基づいて、当業者が容易に発明をすることができたものであり、特許法第２９条第２項の規定により特許を受けることができないから、他の請求項について検討するまでもなく、本願は拒絶されるべきものである。 
 　  
 　よって、結論のとおり審決する。