(57)【要約】【課題】磁気ディスク装置上のデータへのアクセス性能向上のための手段としてデータ再配置技術がある。磁気ディスク装置がデータ再配置を行う技術では、新たなファイル管理の仕組みへの対応と、データ再配置動作時のハードウェア故障や性能劣化の課題がある。【解決手段】既存のファイル管理方式の仕組みを維持し、論理ボリュームの切り離し動作を行ったときに、磁気ディスク制御装置１２０が物理的なデータ位置を移動せずに、再配置が行える技術を提供する。そのために、磁気ディスク制御装置１２０に、論理ボリューム内のファイル位置情報リスト１４２を保持させ、そのリストを細分化が解消されるよう最適に再編成し、物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４を更新する手段を持たせることで、データの移動を伴わずに論理的なファイル位置の再編成を行う。【選択図】図１
2008077478.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
計算機からアクセスする記憶装置を制御する記憶装置制御装置であって、
前記記憶装置に格納されているファイルを識別するファイル識別子および前記記憶装置における前記ファイル格納領域の論理アドレスを対応させたファイル位置情報と、前記論理アドレスおよび前記記憶装置における前記ファイル格納領域の物理アドレスを対応させた物理／論理アドレスマッピング情報とを格納する記憶部と、
データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定し、
決定した前記ファイル識別子と一致するファイル識別子を有する前記ファイル位置情報から前記ファイル格納領域の論理アドレスを取得し、
前記ファイル位置情報を参照して、取得した前記ファイル格納領域の論理アドレスが他のファイル格納領域の論理アドレスと連続するように、前記ファイル位置情報の論理アドレスを更新し、
更新後の前記ファイル位置情報の論理アドレスおよび取得した前記ファイル格納領域の論理アドレスに対応していた物理アドレスを対応させて物理／論理アドレスマッピング情報を更新する処理部と
を備えることを特徴とする記憶装置制御装置。
【請求項２】
前記処理部は、
前記ファイル位置情報を参照して、対応する前記ファイル格納領域が複数であるファイル識別子を、データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子として決定する
ことを特徴とする請求項１に記載の記憶装置制御装置。
【請求項３】
前記処理部は、
前記計算機から、前記記憶装置との切り離しの要求を受け付けると、前記データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定する
ことを特徴とする請求項１または請求項２に記載の記憶装置制御装置。
【請求項４】
計算機からアクセスする記憶装置を制御する記憶装置制御装置であって、
ファイルを識別するファイル識別子および前記記憶装置における前記ファイルの論理アドレスを対応させたファイル位置情報を記憶する記憶部と、
データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定し、
決定した前記ファイル識別子と一致するファイル識別子を有する前記ファイル位置情報から前記ファイルの論理アドレスを取得する処理部と
を備えることを特徴とする記憶装置制御装置。
【請求項５】
計算機からアクセスする記憶装置を制御する記憶装置制御装置であって、
前記記憶装置に格納されているファイルを識別するファイル識別子および前記記憶装置における前記ファイル格納領域の論理アドレスを対応させたファイル位置情報と、前記論理アドレスおよび前記記憶装置における前記ファイル格納領域の物理アドレスを対応させた物理／論理アドレスマッピング情報とを格納する記憶部と、
データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定し、
決定した前記ファイル識別子と一致するファイル識別子を有する前記ファイル位置情報から前記ファイル格納領域の論理アドレスを取得し、
前記ファイル位置情報を参照して、取得した前記ファイル格納領域の論理アドレスが他のファイル格納領域の論理アドレスと連続するように、前記ファイル位置情報の論理アドレスを更新するとともに、更新前の論理アドレスおよび更新後の論理アドレスを対応させて再編成履歴情報として前記記憶部に格納し、
前記再編成履歴情報に格納された前記更新前の論理アドレスおよび前記更新後の論理アドレスのそれぞれに対応する物理アドレスを、第１の物理アドレスおよび第２の物理アドレスとして前記物理／論理アドレスマッピング情報から取得し、
前記更新後の論理アドレスおよび前記第１の物理アドレスを対応させて前記物理／論理アドレスマッピング情報を更新するとともに、前記更新前の論理アドレスおよび前記第２の物理アドレスを対応させて前記物理／論理アドレスマッピング情報を更新する処理部と
を備えることを特徴とする記憶装置制御装置。
【請求項６】
計算機からアクセスする記憶装置を制御する記憶装置制御装置による記憶装置制御方法であって、
前記記憶装置制御装置は、
前記記憶装置に格納されているファイルを識別するファイル識別子および前記記憶装置における前記ファイル格納領域の論理アドレスを対応させたファイル位置情報と、前記論理アドレスおよび前記記憶装置における前記ファイル格納領域の物理アドレスを対応させた物理／論理アドレスマッピング情報とを格納する記憶部と、
情報を処理する処理部と
を備え、
前記処理部は、
データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定し、
決定した前記ファイル識別子と一致するファイル識別子を有する前記ファイル位置情報から前記ファイル格納領域の論理アドレスを取得し、
前記ファイル位置情報を参照して、取得した前記ファイル格納領域の論理アドレスが他のファイル格納領域の論理アドレスと連続するように、前記ファイル位置情報の論理アドレスを更新し、
更新後の前記ファイル位置情報の論理アドレスおよび取得した前記ファイル格納領域の論理アドレスに対応していた物理アドレスを対応させて物理／論理アドレスマッピング情報を更新する
ことを特徴とする記憶装置制御方法。
【請求項７】
前記処理部は、
前記ファイル位置情報を参照して、対応する前記ファイル格納領域が複数であるファイル識別子を、データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子として決定する
ことを特徴とする請求項６に記載の記憶装置制御方法。
【請求項８】
前記処理部は、
前記計算機から、前記記憶装置との切り離しの要求を受け付けると、前記データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定する
ことを特徴とする請求項６または請求項７に記載の記憶装置制御方法。
【請求項９】
計算機からアクセスする記憶装置を制御する記憶装置制御装置による記憶装置制御方法であって、
前記記憶装置制御装置は、
ファイルを識別するファイル識別子および前記記憶装置における前記ファイルの論理アドレスを対応させたファイル位置情報を記憶する記憶部と、
情報を処理する処理部と
を備え、
前記処理部は、
データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定し、
決定した前記ファイル識別子と一致するファイル識別子を有する前記ファイル位置情報から前記ファイルの論理アドレスを取得する
ことを特徴とする記憶装置制御方法。
【請求項１０】
計算機からアクセスする記憶装置を制御する記憶装置制御装置による記憶装置制御方法であって、
前記記憶装置制御装置は、
前記記憶装置に格納されているファイルを識別するファイル識別子および前記記憶装置における前記ファイル格納領域の論理アドレスを対応させたファイル位置情報と、前記論理アドレスおよび前記記憶装置における前記ファイル格納領域の物理アドレスを対応させた物理／論理アドレスマッピング情報とを格納する記憶部と、
情報を処理する処理部と
を備え、
前記処理部は、
データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定し、
決定した前記ファイル識別子と一致するファイル識別子を有する前記ファイル位置情報から前記ファイル格納領域の論理アドレスを取得し、
前記ファイル位置情報を参照して、取得した前記ファイル格納領域の論理アドレスが他のファイル格納領域の論理アドレスと連続するように、前記ファイル位置情報の論理アドレスを更新するとともに、更新前の論理アドレスおよび更新後の論理アドレスを対応させて再編成履歴情報として前記記憶部に格納し、
前記再編成履歴情報に格納された前記更新前の論理アドレスおよび前記更新後の論理アドレスのそれぞれに対応する物理アドレスを、第１の物理アドレスおよび第２の物理アドレスとして前記物理／論理アドレスマッピング情報から取得し、
前記更新後の論理アドレスおよび前記第１の物理アドレスを対応させて前記物理／論理アドレスマッピング情報を更新するとともに、前記更新前の論理アドレスおよび前記第２の物理アドレスを対応させて前記物理／論理アドレスマッピング情報を更新する
ことを特徴とする記憶装置制御方法。
【請求項１１】
計算機からアクセスする記憶装置および当該記憶装置を制御する記憶装置制御装置を含んで構成されるストレージ装置であって、
前記記憶装置制御装置は、
前記記憶装置に格納されているファイルを識別するファイル識別子および前記記憶装置における前記ファイル格納領域の論理アドレスを対応させたファイル位置情報と、前記論理アドレスおよび前記記憶装置における前記ファイル格納領域の物理アドレスを対応させた物理／論理アドレスマッピング情報とを格納する記憶部と、
データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定し、
決定した前記ファイル識別子と一致するファイル識別子を有する前記ファイル位置情報から前記ファイル格納領域の論理アドレスを取得し、
前記ファイル位置情報を参照して、取得した前記ファイル格納領域の論理アドレスが他のファイル格納領域の論理アドレスと連続するように、前記ファイル位置情報の論理アドレスを更新し、
更新後の前記ファイル位置情報の論理アドレスおよび取得した前記ファイル格納領域の論理アドレスに対応していた物理アドレスを対応させて物理／論理アドレスマッピング情報を更新する処理部と
を備えることを特徴とするストレージ装置。
【請求項１２】
前記処理部は、
前記ファイル位置情報を参照して、対応する前記ファイル格納領域が複数であるファイル識別子を、データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子として決定する
ことを特徴とする請求項１１に記載のストレージ装置。
【請求項１３】
前記処理部は、
前記計算機から、前記記憶装置との切り離しの要求を受け付けると、前記データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定する
ことを特徴とする請求項１１または請求項１２に記載のストレージ装置。
【請求項１４】
計算機からアクセスする記憶装置および当該記憶装置を制御する記憶装置制御装置を含んで構成されるストレージ装置であって、
前記記憶装置制御装置は、
ファイルを識別するファイル識別子および前記記憶装置における前記ファイルの論理アドレスを対応させたファイル位置情報を記憶する記憶部と、
データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定し、
決定した前記ファイル識別子と一致するファイル識別子を有する前記ファイル位置情報から前記ファイルの論理アドレスを取得する処理部と
を備えることを特徴とするストレージ装置。
【請求項１５】
計算機からアクセスする記憶装置および当該記憶装置を制御する記憶装置制御装置を含んで構成されるストレージ装置による記憶装置制御方法であって、
前記記憶装置制御装置は、
前記記憶装置に格納されているファイルを識別するファイル識別子および前記記憶装置における前記ファイル格納領域の論理アドレスを対応させたファイル位置情報と、前記論理アドレスおよび前記記憶装置における前記ファイル格納領域の物理アドレスを対応させた物理／論理アドレスマッピング情報とを格納する記憶部と、
情報を処理する処理部と
を備え、
前記処理部は、
データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定し、
決定した前記ファイル識別子と一致するファイル識別子を有する前記ファイル位置情報から前記ファイル格納領域の論理アドレスを取得し、
前記ファイル位置情報を参照して、取得した前記ファイル格納領域の論理アドレスが他のファイル格納領域の論理アドレスと連続するように、前記ファイル位置情報の論理アドレスを更新し、
更新後の前記ファイル位置情報の論理アドレスおよび取得した前記ファイル格納領域の論理アドレスに対応していた物理アドレスを対応させて物理／論理アドレスマッピング情報を更新する
ことを特徴とするストレージ装置による記憶装置制御方法。
【請求項１６】
前記処理部は、
前記ファイル位置情報を参照して、対応する前記ファイル格納領域が複数であるファイル識別子を、データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子として決定する
ことを特徴とする請求項１５に記載のストレージ装置による記憶装置制御方法。
【請求項１７】
前記処理部は、
前記計算機から、前記記憶装置との切り離しの要求を受け付けると、前記データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定する
ことを特徴とする請求項１５または請求項１６に記載のストレージ装置による記憶装置制御方法。
【請求項１８】
計算機からアクセスする記憶装置および当該記憶装置を制御する記憶装置制御装置を含んで構成されるストレージ装置による記憶装置制御方法であって、
前記記憶装置制御装置は、
ファイルを識別するファイル識別子および前記記憶装置における前記ファイルの論理アドレスを対応させたファイル位置情報を記憶する記憶部と、
情報を処理する処理部と
を備え、
前記処理部は、
データの再編成を行う対象となるファイルのファイル識別子を決定し、
決定した前記ファイル識別子と一致するファイル識別子を有する前記ファイル位置情報から前記ファイルの論理アドレスを取得する
ことを特徴とするストレージ装置による記憶装置制御方法。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明は、記憶装置における記憶領域を制御する技術に関する。
【背景技術】
【０００２】
磁気ディスク装置などの記憶装置に対して、データの作成、削除、追加書き込みなどのアクセスを繰り返すと、大きなファイルを格納する為に十分な大きさの連続した領域が確保できず、ファイルが細分化した状態で配置されることになる。
【０００３】
従来、ボリュームに格納されたファイル位置情報をホストコンピュータのメモリ上に展開しておき、その情報を参照して記憶装置上のファイルにアクセスする技術が一般的である。しかし、記憶装置上のファイルにアクセスする際に、ファイルが細分化されていると、分割された数だけファイル位置情報を参照しなければならず、ファイル位置情報の増大によるメモリの消費、記憶装置上のファイルへのアクセス性能の低下などの問題が懸念される。
【０００４】
記憶装置上のデータへのアクセス性能向上のための技術として、ホストコンピュータから見える論理ボリューム上のデータが細分化された状態の場合に、その細分化された状態を解消するデータ再配置（デフラグ）を、ホストコンピュータの制御によって実行する技術が一般的である。
【０００５】
また、ホストコンピュータからの制御を受けずに記憶装置がデータ再配置を実行する技術がある（例えば、特許文献１参照）。
【特許文献１】特開２００４−３３４４１９号公報
【発明の開示】
【発明が解決しようとする課題】
【０００６】
しかしながら、データ再配置を、ホストコンピュータの制御によって実行する技術によれば、ホストコンピュータで論理ボリュームの細分化状態の監視やデータ再配置の実行などを行うためにホストコンピュータのＣＰＵやメモリなどの資源を使用し、ホストコンピュータに大きな負荷が掛かるという問題がある。
【０００７】
また、ホストコンピュータからの制御を受けずに記憶装置がデータ再配置を実行する技術によれば、ホストコンピュータへの負荷を低減できるが、記憶装置上のファイルの位置（物理アドレス）を管理する機能を記憶装置に実装するなど、ファイル管理の機能をホストコンピュータおよび記憶装置に実装するために莫大な手間が掛かるという問題がある。
【０００８】
そこで、本発明は、ホストコンピュータに大きな負荷を掛けることなく、さらに、記憶装置へのファイル管理の機能を実装するために莫大な手間を掛けることなく、記憶装置上のデータへのアクセス性能を向上させる技術を提供することを目的とする。
【課題を解決するための手段】
【０００９】
前記目的を達成するために、記憶装置制御装置が、論理ボリューム内のファイル位置情報を保持し、その情報を基にファイル位置の再編成を行い、物理／論理アドレスマッピングテーブルを書き換えることとする。これによって、ホストコンピュータに大きな負荷を掛けることなく、さらに、記憶装置へのファイル管理の機能を実装するために莫大な手間を掛けることなく、記憶装置上のデータへのアクセス性能を向上させることが可能となる。
【発明の効果】
【００１０】
本発明によれば、ホストコンピュータに大きな負荷を掛けることなく、さらに、記憶装置へのファイル管理の機能を実装するために莫大な手間を掛けることなく、記憶装置上のデータへのアクセス性能を向上させることが可能となる。
【発明を実施するための最良の形態】
【００１１】
以下、本発明を実施するための最良の形態（以下「実施形態」という）を説明する。なお、これにより本発明が限定されるものではない。
【００１２】
（第１の実施形態）
図１は、本発明の第１の実施形態におけるシステム構成を示す。図１のシステム構成では、ホストコンピュータ（計算機）（ａ，ｂ）１００とストレージ装置１１０とが接続されている。本発明の実施形態としては、ネットワークなどにより、１つ以上のホストコンピュータ１００と1つ以上のストレージ装置１１０が通信可能に接続されたシステム構成を要する。
【００１３】
ホストコンピュータ１００は、ユーザが使用するコンピュータであり、例えばＰＣ（Personal Computer）やワークステーションやメインフレームコンピュータである。ホストコンピュータ１００は、コマンド（要求）をストレージ装置１１０に送信することで、ストレージ装置１１０の提供する各種機能を利用する。
【００１４】
磁気ディスク制御装置（記憶装置制御装置）１２０は、チャネルアダプタ１２１（以下、ＣＨＡと称する）、キャッシュメモリ１２２、ＣＰＵ（Central Processing Unit）（処理部）１３０、メモリ（記憶部）１４０およびこれら各部を接続するパスやスイッチなどの接続部を備える。また、メモリ１４０には、ホストコンピュータ１００から受信したコマンドを制御するコマンド受付けプログラム１３１、論理ボリューム１６０〜１６２の情報を管理し再編成の指示を出す論理ボリューム管理プログラム１３２、再編成を実行する再編成処理プログラム１３３といったプログラムが格納されており、磁気ディスク制御装置１２０内のＣＰＵ１３０によって実行されることで各機能を実現する。なお、ここでは記憶装置として磁気ディスク制御装置１２０を用いることとしたが、半導体メモリなどの記憶装置を用いることとしてもよい。
【００１５】
コマンド受付けプログラム１３１は、ＣＨＡ１２１によりホストコンピュータ１００から受信したコマンドに従ってデータ記憶に関わる各種制御を行うプログラムである。例えば、ホストコンピュータ１００から物理ボリューム１５０に対する入出力コマンドを受信すると、キャッシュメモリ１２２を介して入出力処理を実行する。また、コマンド受付けプログラム１３１は、ホストコンピュータ１００から、ストレージ装置１１０を管理するための各種コマンドも受け取る。さらに、物理ボリューム１５０のグループに対してディスクアレイ（ＲＡＩＤ（Redundant Arrays of Inexpensive Disks）グループ）を設定して、ＲＡＩＤグループ上に論理デバイス（ＬＤＥＶ）を設定可能で、所定のＲＡＩＤ方式での制御が可能である。
【００１６】
データは、物理ボリューム１５０上の物理的な記憶領域上に論理的に設定される記憶領域（論理ボリューム１６０〜１６２）に記憶される。物理ボリューム１５０では、磁気ディスク上の物理的な記憶領域のどの位置にデータを配置したかを識別する位置情報（物理アドレス）を持つ。同様に、論理ボリューム１６０〜１６２でも、論理的な記憶領域のどの位置にデータを配置したかを識別する位置情報（論理アドレス）を持つ。キャッシュメモリ１２２は、主にデータを記憶するために利用される。メモリ１４０は、各種制御情報を記憶するために利用される。
【００１７】
論理ボリューム管理プログラム１３２は、そのストレージ装置１１０において定義されている論理ボリューム１６０〜１６２の情報を管理するプログラムである。本実施形態では、論理ボリューム管理テーブル１４１に格納するホストコンピュータ１００とストレージ装置１１０との接続状態と、論理ボリューム１６０〜１６２内のデータの細分化状態とを管理して、再編成を行う。論理ボリューム管理プログラム１３２は、論理ボリューム管理テーブル１４１に定義された論理ボリューム１６０〜１６２が接続された（マウントなど）際に、ホストコンピュータ１００との接続状態によって論理ボリューム管理テーブル１４１の接続状態２００（図２参照）を更新する。また、切り離された（デマウントなど）際には、そのボリュームの細分化指標の算出を再編成処理プログラム１３３に指示し、求められた細分化指標によって、論理ボリューム管理テーブル１４１の細分化指標２０１（図２参照）を更新する。この細分化指標を基に、必要であれば、再編成処理プログラム１３３に再編成処理を指示する。このとき、再編成処理実行の契機となる情報（再編成処理を実行するための細分化指標の閾値など）は、論理ボリューム１６０〜１６２を定義した際に取得する方法や、論理ボリューム１６０〜１６２の切り離し要求時にホストコンピュータ１００から取得する方法などによって得られる。
【００１８】
再編成処理プログラム１３３は、論理ボリューム管理プログラム１３２の指示により、論理ボリューム１６０〜１６２内の再編成に関する処理を行うプログラムである。再編成処理プログラム１３３は、論理ボリューム管理プログラム１３２から細分化指標算出の指示を受け、対象論理ボリューム１６０〜１６２の細分化指標を算出する。また、同じく論理ボリューム管理プログラム１３２から再編成の指示を受け、対象論理ボリューム１６０〜１６２に対して再編成を実行する。ここでいう再編成とは、データの移動ではなく、物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４で管理されている物理アドレスと論理アドレスの対応付けを書き換えて、論理ボリューム１６０〜１６２上でのファイル位置を変更することである。これにより、実際のデータ移動は伴わずに、論理ボリューム１６０〜１６２上で、複数に分割されたファイルを１つの連続したファイルとし、また、ファイル位置を変えることで連続する空き領域を確保できる。
【００１９】
再編成の際には、論理ボリューム１６０〜１６２内のファイルと論理アドレスを対応付けた情報や論理ボリューム１６０〜１６２内の空き領域の情報などを含むファイル位置情報リスト１４２を使用する。このファイル位置情報リスト１４２は、ホストコンピュータ１００のファイル位置情報作成プログラム１０１がホストコンピュータ１００のＣＰＵ（不図示）によって実行されることで作成される。また、再編成の実行では、まず、ファイル位置情報リスト１４２の再編成を行い、このとき、物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４のデータや論理ボリューム１６０〜１６２上の管理情報領域１７０を更新する際に必要となる再編成ジャーナル（再編成履歴情報）１４３のデータを採取しておく。この再編成ジャーナル１４３は、再編成処理の履歴を示すジャーナルデータである。再編成ジャーナル１４３は、物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４や管理情報領域１７０の更新に失敗し、元の情報に戻す場合にも利用できる。
【００２０】
図２は、論理ボリューム管理テーブル１４１（図１参照）の例を示す図である。図２を用いて（適宜図１参照）、論理ボリューム管理テーブル１４１（図１参照）について説明する。論理ボリューム管理テーブル１４１では、ストレージ装置１１０内に定義された論理ボリューム１６０〜１６２の各種情報が管理される。例えば、論理ボリューム番号が１６０の情報として、エミュレーションタイプ（Type-a）、総シリンダ数（3436CYL）、ホストコンピュータ１００との接続状態２００（未接続）、データの細分化指標２０１（細分化状態）、再編成ステータス２０２（再編成処理中）が格納されている。ここで、論理ボリューム管理テーブル１４１は、論理ボリューム番号の他に、接続状態２００、細分化指標２０１、再編成ステータス２０２を含むものであり、それぞれについて説明する。
【００２１】
接続状態２００は、ホストコンピュータ１００と論理ボリューム１６０〜１６２との論理的な接続状態を示し、接続されていれば、そのホストコンピュータ１００を識別する情報が格納される。ここでいう、論理的な接続とは、例えば、ホストコンピュータ１００において、論理ボリューム１６０〜１６２をマウント／デマウント、オンライン／オフラインにした状態、あるいは、磁気ディスク制御装置１２０が論理ボリューム１６０〜１６２の切り離しを行う機構を有する場合はその接続状態を示し、パスの接続といった物理的な接続とは異なる情報である。
【００２２】
細分化指標２０１とは、再編成処理プログラム１３３において算出された論理ボリューム１６０〜１６２内での細分化状態を示す。この細分化指標の例として、論理ボリューム１６０〜１６２内の連続領域数が挙げられる。ファイルが複数に分割されていたり、ファイル間に空き領域が存在したりしている場合に、この連続領域数が多くなり、その論理ボリューム１６０〜１６２が細分化されていることを示す。
【００２３】
再編成ステータス２０２は、磁気ディスク制御装置１２０内部で管理しているファイル位置情報リスト１４２と論理ボリューム１６０〜１６２上の管理情報領域１７０との再編成更新状態を示すものである。例えば、磁気ディスク制御装置１２０内で再編成処理中であり、管理情報領域１７０は再編成されていない状態「再編成処理中」、再編成処理が全て完了した、あるいは、細分化されておらず再編成が不要な状態「再編成済」などの状態を示す。
【００２４】
図３は、ファイル位置情報リスト１４２（図１参照）の例を示す図である。図３を用いて（適宜図１参照）、ファイル位置情報リスト１４２（図１参照）について説明する。ファイル位置情報リスト１４２は、論理ボリューム１６０〜１６２内のファイルを論理アドレスと対応付けて管理し、ファイルを特定するファイル識別子３００、ファイルが分割された場合の各エリアの順序を示すエリア順序番号３０１、論理ボリューム１６０〜１６２上のファイル位置を特定する論理ボリューム番号／論理アドレス３０２などの情報を持つ。例えば、２つの領域に分割されたファイル識別子file1の情報が、エリア順序番号３０１（１，２）とそれぞれの論理ボリューム番号／論理アドレス３０２（１６０／００００１〜００００７、１６０／０００１４〜０００２１）として管理される。また、磁気ディスク制御装置１２０で再編成する際に有効な情報として、論理ボリューム１６０〜１６２内の空き領域の情報を持たせることも考えられる。
【００２５】
図４は、再編成ジャーナル１４３（図１参照）の例を示す図である。図４を用いて（適宜図１参照）、再編成ジャーナル１４３（図１参照）について説明する。再編成ジャーナル１４３には、ファイル位置情報リスト１４２に対して再編成処理を実行したときの履歴情報であるジャーナルデータが格納される。再編成ジャーナル１４３の項目としては、再編成実行の順序番号であるシーケンスＩＤ４００、再編成したファイルを特定するファイル識別子４０１やエリア順序番号４０２、ファイル位置情報の変更（ＣＨＡＮＧＥ）やファイル位置情報の統合（ＭＥＲＧＥ）を示す処理種別４０３、処理実行日時を示す時刻４０４、再編成した際の論理ボリューム１６０〜１６２と論理アドレスの範囲を示す移動元４０５と移動先４０６などがある。例えば、シーケンスＩＤ０００１のデータは、２つに分割されたfile1が連続領域となるように、エリア順序番号「２」のデータをエリア順序番号「１」の直後に変更（ＣＨＡＮＧＥ）した処理を示している。これにより、file1は一つの連続した領域となるため、その後、シーケンスＩＤ０００２のデータが示す処理では、エリア順序番号「２」の情報をエリア順序番号「１」の情報に統合（ＭＥＲＧＥ）している。また、シーケンスＩＤ０００３のデータが示す処理では、連続した空き領域を確保するために、file2をfile1の直後に変更（ＣＨＡＮＧＥ）している。
【００２６】
図５は、物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４（図１参照）の例を示す図である。図５を用いて（適宜図１参照）、物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４（図１参照）について説明する。物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４は、論理ボリューム１６０〜１６２内の論理アドレス５００と物理ボリューム１５０上の物理アドレス５０１を対応付けて管理する。例えば、論理アドレス０００００〜０００１９は、物理アドレスのＡ０００００〜Ａ０００１９に対応しているといった情報が格納されている。この論理アドレス５００と物理アドレス５０１の対応付けを書き換えることで、データの移動は伴わずに論理ボリューム１６０〜１６２上のデータを効果的に再編成できる。
【００２７】
ここで説明する第１の実施形態の特徴は以下の通りである。すなわち、磁気ディスク制御装置１２０が、ホストコンピュータ１００が論理ボリューム１６０〜１６２を使用する際のファイルシステムを意識しないということと、ホストコンピュータ１００がファイル位置情報作成プログラム１０１を有し、ホストコンピュータ１００のＣＰＵ（不図示）によって実行されることによって、ホストコンピュータ１００の種別に関わらず、一律な形式のファイル位置情報リスト１４２を作成するということである。
【００２８】
図１のシステムにおいて、論理ボリューム１６０〜１６２の切り離し要求時と論理ボリューム１６０〜１６２の接続要求時に再編成を行う処理を以下に示す。
【００２９】
＜論理ボリュームの切り離し要求時＞
図６は、論理ボリュームの切り離し要求時の再編成処理フローを示した図である。以下、図６を用いて（適宜図１ないし図５参照）、ＣＰＵ１３０が行う論理ボリュームの切り離し要求時の再編成処理について説明する。ホストコンピュータ１００が論理ボリューム１６０〜１６２の切り離しをストレージ装置１１０に要求するとき、ホストコンピュータ１００のＣＰＵ（不図示）は、ファイル位置情報作成プログラム１０１の実行によって、ファイル位置情報リスト１４２を作成し、ストレージ装置１１０に送信する。ＣＰＵ１３０は、磁気ディスク制御装置１２０内で管理しているファイル位置情報リスト１４２を更新する（ステップＳ６００）。また、このとき、ホストコンピュータ１００から磁気ディスク制御装置１２０に対して、再編成処理実行の契機となる情報を渡すようにしてもよい。この情報は、細分化指標の判断条件、再編成を必ず実施するというオプションや再編成は実施しないというオプションなどを含むものであり、前記のように論理ボリューム１６０〜１６２の切り離し要求時に渡す方法、あるいは、論理ボリューム１６０〜１６２の定義時や初期化時などに、予め磁気ディスク制御装置１２０に定義しておく方法などで設定する。
【００３０】
論理ボリューム１６０〜１６２の切り離し要求によって、ＣＰＵ１３０が磁気ディスク制御装置１２０内の論理ボリューム管理プログラム１３２を実行することによって、論理ボリューム管理テーブル１４１内の（対象ボリュームの）接続状態２００を未接続状態として更新し（ステップＳ６０１）、再編成処理プログラム１３３に対して論理ボリューム１６０〜１６２内の細分化指標の算出を指示する。
【００３１】
ＣＰＵ１３０は、再編成処理プログラム１３３を実行することによって、ファイル位置情報リスト１４２と、磁気ディスク制御装置１２０内で管理している論理ボリューム管理テーブル１４１とから細分化指標を算出する。算出方法としては、論理ボリューム管理テーブル１４１から総シリンダ数を取得し、総シリンダ数から対象論理ボリューム１６０〜１６２の論理アドレスの範囲を計算し、その範囲と対象論理ボリューム１６０〜１６２内のデータ格納情報を示すファイル位置情報リスト１４２から細分化の状態を求める方法などがある。求めた細分化指標は論理ボリューム管理プログラム１３２に渡し、ＣＰＵ１３０は、論理ボリューム管理プログラム１３２を実行することによって、再編成処理プログラム１３３から受け取った細分化指標で論理ボリューム管理テーブル１４１内の細分化指標２０１を更新する（ステップＳ６０２）。ここで、求めた細分化指標が「細分化状態」となっているか否かを判断する（ステップＳ６０３）。なお、細分化状態であると判断するための基準としては様々なものが考えられるが、例えば、ファイルの連続領域数のファイル数に対する比率が所定の値よりも大きい場合に、細分化状態であると判断する方法などがある。
【００３２】
細分化指標が「細分化状態」となっていなければ（ステップＳ６０３で「Ｎｏ」）、再編成を行う必要がないので、論理ボリューム管理テーブル１４１内の再編成ステータス２０２を「再編成済」状態にし（ステップＳ６０７）、処理を終了する。
【００３３】
細分化指標が「細分化状態」となっていれば（ステップＳ６０３で「Ｙｅｓ」）、再編成を行う必要があるので、論理ボリューム管理テーブル１４１内の再編成ステータス２０２を「再編成処理中」状態にする（ステップＳ６０４）。そして、論理ボリューム管理プログラム１３２から再編成処理プログラム１３３に対して、再編成実行の指示を出す。再編成処理プログラム１３３は、論理ボリューム管理プログラム１３２から再編成実行の指示を受け取り、ＣＰＵ１３０による再編成処理プログラム１３３の実行によって、再編成処理を行う（ステップＳ６０５）。再編成処理では、ファイル位置情報リスト１４２の再編成処理と物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４の更新を行う。このとき、最適な配置となるような再編成アルゴリズムを用いて、複数に分割されたファイルは連続した領域となるように処理したり、連続した空き領域を確保するために、データ（ファイル）間の空き領域を削減するように処理したりする。このように再編成することで、分割されたファイル位置情報が統合され、ファイルを管理する情報が削減される。再編成処理が終わると、論理ボリューム管理テーブル１４１内の細分化指標２０１を更新して（ステップＳ６０６）、処理を終了する。
【００３４】
［再編成処理］
図７は、再編成処理Ｓ６０５（図６参照）の詳細フローである。以下、図７を用いて（適宜図１ないし図６参照）、ＣＰＵ１３０が行う再編成処理の詳細について説明する。まず、分割されたファイルを連続した領域にするために、再編成対象のファイルを決定する（ステップＳ７００）。ここでのファイルの決定方法としては、例えば、ファイル位置情報リスト１４２のエリア順序番号３０１に基づいて決定する方法などがあり、例えば、エリア順序番号３０１の最大値が２以上のファイルを再編成対象のファイルとして決定する方法などがある。
【００３５】
次に、論理ボリューム管理テーブル１４１とファイル位置情報リスト１４２とを用いて、選択されたファイルを再編成するために必要な論理アドレスの空き領域を探す（ステップＳ７０１）。そして、十分な空き領域の判定を行い（ステップＳ７０２）、十分な空き領域がなければ（ステップＳ７０２で「Ｙｅｓ」）、分割されたファイルを連続した領域に統合できないので、連続空き領域を確保するために、ファイル位置情報を移動（ＣＨＡＮＧＥ）する（ステップＳ７０３）。つまり、連続空き領域を確保するためにファイルを移動させるようにファイル位置情報リスト１４２を更新する。その後、ステップＳ７０６に進む。また、十分な空き領域があれば（ステップＳ７０２で「Ｎｏ」）、分割されたファイルを連続した領域に統合するために、ファイル位置情報を移動（ＣＨＡＮＧＥ）し（ステップＳ７０４）、連続した領域としてファイル位置情報の統合（ＭＥＲＧＥ）を行う（ステップＳ７０５）。分割されたファイルを連続した領域に統合するためにファイルを移動させるようにファイル位置情報リスト１４２を更新する。ここで、ファイル位置情報リスト１４２の更新履歴は、再編成ジャーナル１４３に格納していく。その後、ステップＳ７０６に進む。
【００３６】
そして、再編成ジャーナル１４３を用いて、物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４の更新を行う。まず、再編成ジャーナル１４３のファイル位置情報を変更した情報（ＣＨＡＮＧＥ情報）から、移動元物理アドレスを移動先論理アドレスに対応付けるように物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４を書き換える（ステップＳ７０６）。次に、移動元と移動先で範囲が重なっていない、移動先物理アドレスを移動元論理アドレスに対応付けるように物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４を書き換える（ステップＳ７０７）。ここで、ファイル位置情報リスト１４２の細分化状態が解消されたか否かの判定を行い（ステップＳ７０８）、まだ解消されていなければ（ステップＳ７０８で「Ｙｅｓ」）、ステップＳ７００に戻り、解消されていれば（ステップＳ７０８で「Ｎｏ」）処理を終了する。例えば、エリア順序番号３０１の最大値が２以上のファイルを再編成対象のファイルとして決定した場合には、エリア順序番号３０１の最大値が２以上のファイルについての処理がすべて終われば、細分化状態が解消されたと判断される。
【００３７】
図８は、再編成処理前後のファイル位置情報リスト１４２（図１参照）を示している。また、図９は、再編成処理前後の物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４（図１参照）を示している。以下、図８および図９を用いて（適宜図１ないし図５参照）、ＣＰＵ１３０が行う再編成処理の具体例について説明する。
【００３８】
まず、再編成前のファイル位置情報リスト９００において、再編成対象のファイルを決定する。ここでは、２つに分割されているファイル識別子file1が選択され、エリア順序番号「１」の領域９０１（論理アドレス００００１〜００００７）の直後にデータは無い（エリア順序番号「２」の領域９０２を移動させるだけの空き領域がある）ため、エリア順序番号「２」の領域９０２（論理アドレス０００１４〜０００２１）をエリア順序番号「１」の直後に移動することで、file1のファイル位置情報を統合できる。統合した結果は、再編成後のファイル位置情報リスト９１０における、領域９１１（論理アドレス００００１〜０００１５）となる。また、再編成実行時の履歴は、図４の再編成ジャーナル１４３におけるシーケンスＩＤ０００１、０００２のようになる。
【００３９】
例えば、図４の再編成ジャーナル１４３におけるシーケンスＩＤ０００１の情報より、移動元論理アドレスは０００１４〜０００２１、移動先論理アドレスは００００８〜０００１５である。この情報と、図９の未だ更新を行っていない物理／論理アドレスマッピングテーブル１０００より、移動元の物理アドレスはＡ０００１４〜Ａ０００１９、Ｂ００００〜Ｂ０００１であり、ステップＳ７０６（図６参照）では、これを移動先論理アドレス００００８〜０００１５に対応付ける。
【００４０】
例えば、図４の再編成ジャーナル１４３のシーケンスＩＤ０００１においては、移動元と移動先で論理アドレスの範囲０００１４〜０００１５が重なっているため、その部分は、既に対応付けを書き換え済みであり、対応付けを書き換える必要がある移動先論理アドレスは００００８〜０００１３、移動元論理アドレスは０００１６〜０００２１である。この情報と、図９の物理／論理アドレスマッピングテーブル１０００より、移動先物理アドレスはＡ００００８〜Ａ０００１３であり、ステップＳ７０７（図６参照）では、これを移動元論理アドレス０００１６〜０００２１に対応付ける。
【００４１】
よって、図４のシーケンスＩＤ０００１においては、論理アドレス００００８〜０００２１が、物理アドレスＡ０００１４〜Ａ０００１９、Ｂ０００００〜Ｂ００００１、Ａ００００８〜Ａ０００１３と対応付けられるように、物理／論理アドレスマッピングテーブル１０００を更新する。更新した結果は、図９の２番目の物理／論理アドレスマッピングテーブル１０１０のようになり、図中、下線がファイル識別子（管理情報領域、file1）のデータが存在する領域である。
【００４２】
以上の処理で、再編成ジャーナル１４３の一つのＣＨＡＮＧＥ情報に対する再編成処理が完了し、このファイル位置情報リスト１４２の再編成から物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４の更新までを一つの処理単位とする。仮に、再編成処理中に、磁気ディスク制御装置１２０に対して、再編成対象論理ボリューム１６０〜１６２の接続要求が出されても、この一つの処理単位までは完結させることで、ホストコンピュータ１００で再編成処理の中断を意識せずに、管理情報領域１７０の更新が可能となる。
【００４３】
例えば、図８のファイル位置情報リスト９００においては、未だ、空き領域が細分化された状態であるため、引き続き再編成処理を行う。ここでは、再編成対象としてファイル識別子file2が選択され、エリア順序番号「１」の領域９０３（論理アドレス０００３０〜０００４４）をファイル識別子file1の直後に移動することで連続空き領域を確保できる。移動した結果は、再編成後のファイル位置情報リスト９１０における、領域９１２（論理アドレス０００１６〜０００３０）となる。また、再編成実行時の履歴は、図４の再編成ジャーナル１４３におけるシーケンスＩＤ０００３のようになる。
【００４４】
さらに、物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４の更新は、先程と同様に、まず、移動元物理アドレスを移動先論理アドレスに対応付けるように書き換える。図４の再編成ジャーナル１４３におけるシーケンスＩＤ０００３の情報より、移動元論理アドレスは０００３０〜０００４４、移動先論理アドレスは０００１６〜０００３０である。この情報と、図９の物理／論理アドレスマッピングテーブル１０１０より、移動元の物理アドレスはＢ０００１０〜Ｂ０００１９、Ｃ００００〜Ｃ０００４であり、これを移動先論理アドレス０００１６〜０００３０に対応付ける。次に、移動先物理アドレスを移動元論理アドレスに対応付けるように書き換える。この時、移動元論理アドレスと移動先論理アドレスの範囲が重なっている０００３０は、既に対応付けを書き換え済みであり、対応付けを書き換える必要がある移動先論理アドレスは０００１６〜０００２９、移動元論理アドレスは０００３１〜０００４４である。この情報と、図９の物理／論理アドレスマッピングテーブル１０１０より、移動先物理アドレスはＡ００００８〜Ａ０００１３、Ｂ００００２〜Ｂ００００９であり、これを移動元論理アドレス０００３１〜０００４４に対応付ける。
【００４５】
よって、図４のシーケンスＩＤ０００３においては、論理アドレス０００１６〜０００４４が、物理アドレスＢ０００１０〜Ｂ０００１９、Ｃ０００００〜Ｃ００００４、Ａ００００８〜Ａ０００１３、Ｂ００００２〜Ｂ００００９と対応付けられるように、物理／論理アドレスマッピングテーブル１０１０を更新する。更新した結果は、図１０の３番目の物理／論理アドレスマッピングテーブル１０２０のようになり、図中、下線がデータの存在する領域である。以上より、データありの領域は論理アドレス０００００〜０００３０、空き領域は論理アドレス０００３１〜０００７９となり、細分化状態が解消される。
【００４６】
以上の処理によって、磁気ディスク制御装置１２０で管理する情報の再編成処理が全て完了し、再び、論理ボリューム管理プログラム１３２が再編成処理プログラム１３３に対して細分化指標の算出を指示する。ここでは、再編成後のファイル位置情報リスト１４２を使用して細分化指標を求め、前記と同様に論理ボリューム管理テーブル１４１に格納する。
【００４７】
以上の処理によって、論理ボリューム１６０〜１６２の切り離し要求時に、ファイル位置情報リスト１４２の再編成と、その情報に基づいた物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４の更新がなされる。この処理は、大半を磁気ディスク制御装置１２０内で行っており、ホストコンピュータ１００のファイル位置情報作成プログラム１０１の処理以外はホストコンピュータ１００の資源は使用しない。また、再編成により、物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４が細分化されたようになるが、これに関しては、従来技術により、磁気ディスク制御装置１２０内で定期的にデータ再配置を行うことで解消される。
【００４８】
＜論理ボリュームの接続要求時＞
図１０は、論理ボリュームの接続要求時の再編成処理フローを示した図である。以下、図１０を用いて（適宜図１ないし図５参照）、ＣＰＵ１３０が行う論理ボリュームの接続要求時の再編成処理について説明する。
【００４９】
ホストコンピュータ１００が論理ボリューム１６０〜１６２との接続をストレージ装置１１０に要求すると、ＣＰＵ１３０が、磁気ディスク制御装置１２０内の論理ボリューム管理プログラム１３２を実行することによって、論理ボリューム管理テーブル１４１内の（対象論理ボリューム１６０〜１６２の）接続状態２００に、ホストコンピュータ１００の識別情報を設定する（ステップＳ８００）。接続要求時に、磁気ディスク制御装置１２０が対象論理ボリューム１６０〜１６２の再編成処理を実行している場合は、物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４を更新した時点で再編成処理を中断し、接続可能な状態とする。
【００５０】
次に、対象論理ボリューム１６０〜１６２のファイル位置情報リスト１４２が再編成されているか判断するために、論理ボリューム管理テーブル１４１内の再編成ステータス２０２が「再編成処理中」状態であるか否かを判定する（ステップＳ８０１）。ここで、「再編成処理中」状態は、前回の論理ボリューム１６０〜１６２の切り離し要求時に再編成が行われていることを示し、磁気ディスク制御装置１２０内の管理情報と、ホストコンピュータ１００が認識するファイル位置情報を補正する必要があるため、ホストコンピュータ１００がファイル位置情報を取得する際に参照する論理ボリューム１６０〜１６２内の管理情報領域１７０の更新を行う。磁気ディスク制御装置１２０からホストコンピュータ１００に管理情報領域１７０の更新を通知するために、割り込みを発生させる方法などがある。再編成ステータスが「再編成処理中」状態でない場合（ステップＳ８０１で「Ｎｏ」）、処理を終了する。
【００５１】
再編成ステータスが「再編成処理中」状態である場合（ステップＳ８０１で「Ｙｅｓ」）、磁気ディスク制御装置１２０から割り込みを受けたホストコンピュータ１００は、再編成されたファイル位置情報リスト１４２と再編成ジャーナル１４３とを取得し、再編成ジャーナル１４３を用いて、論理ボリューム１６０〜１６２内の管理情報領域１７０を更新する（ステップＳ８０２）。磁気ディスク制御装置１２０におけるファイル位置情報リスト１４２の再編成により、分割されたファイルが連続した領域に統合され、再編成前と比べてファイル位置情報リスト１４２の情報量が削減されているため、この更新によって、管理情報領域１７０の情報量は削減されることになる。
【００５２】
管理情報領域１７０の更新が完了すると、再編成の整合性をチェックする（ステップＳ８０３）。つまり、論理ボリューム１６０〜１６２の切り離し要求時に磁気ディスク制御装置１２０内で再編成したファイル位置情報リスト１４２との整合性チェックを行う。ここで、不整合が検出された場合は、管理情報領域１７０、物理／論理アドレスマッピングテーブル１４４を再編成前の状態に戻す必要がある。正常に再編成できた場合は、磁気ディスク制御装置１２０に再編成完了を報告し、論理ボリューム管理プログラム１３２が、論理ボリューム管理テーブル１４１内の再編成ステータス２０２を「再編成済」状態にする（ステップＳ８０４）。以上で、再編成処理は全て終了する。
【００５３】
以上説明した第１の実施形態によれば、磁気ディスク装置が論理ボリューム上のデータアドレス情報を書き換えること（再編成）によって、物理的なデータ位置を移動せずに、再配置を行うことができる。これによって、従来ホストコンピュータが行っていたデータ再配置を磁気ディスク装置が論理的なファイル位置の再編成によって行うため、ホストコンピュータに対して大きな負荷を与えることなく、データアクセスの効率化が図れるという効果がある。また、既存ファイル管理方式の仕組みを変える必要がないことから、既存のファイルシステムへの適用が容易である。また、磁気ディスク装置とホストコンピュータとの切り離しを行ったときに再編成を実施すれば、稼動中のコンピュータシステムへの影響を排除できる。加えて、論理ボリュームの管理情報を再編成することで、管理情報領域を削減し、ホストコンピュータで制御するときのＣＰＵやメモリの負荷が軽減されるという効果がある。また、従来のホストコンピュータからの制御を受けずに磁気ディスク装置がデータ再配置を実行する技術と比較して、オンラインシステムなど、磁気ディスク装置の入出力応答時間が大きく影響するシステムにおいても、ホストコンピュータからの磁気ディスク装置へのアクセス性能の低下を軽減できる。また、物理的なデータ位置を移動させないため、磁気ディスク装置がハードウェア故障を起こしたとしても、回復作業の手間が低減できる。
【００５４】
（第２の実施形態）
図１１は、本発明の第２の実施形態におけるシステム構成を示す。図１との構成の違いは、ファイル位置情報作成プログラム１０１のみである。本実施形態において、ファイル位置情報作成プログラム１０１は、磁気ディスク制御装置１２０内の再編成処理プログラム１３３の機能として備えられている。つまり、磁気ディスク制御装置１２０が、再編成の際に使用するファイル位置情報リスト１４２を作成する。また、磁気ディスク制御装置１２０内でファイル位置情報リスト１４２を作成するためには、磁気ディスク制御装置１２０が論理ボリューム１６０〜１６２内のファイル構成を理解する必要がある。そのため、再編成処理プログラム１３３にファイルシステムの一部を実装し、再編成処理プログラム１３３が論理ボリューム１６０〜１６２内の管理情報領域１７０を更新できるようにする。これにより、ホストコンピュータ１００への負荷が軽減され、論理ボリューム１６０〜１６２の切り離し要求時に、磁気ディスク制御装置１２０で全ての再編成処理が実行できる。
【００５５】
ここで説明する第２の実施形態の特徴は以下の通りである。すなわち、磁気ディスク制御装置１２０が、ホストコンピュータ１００が論理ボリューム１６０〜１６２を使用する際のファイルシステムの一部を実装しているということである。ここでいう一部とは、再編成を行うために、論理ボリューム１６０〜１６２内の管理情報領域１７０を入出力するための制御部などであり、必要最小限のシステムを指す。また、磁気ディスク制御装置１２０側でファイルシステムを意識し、ファイル位置情報リスト１４２を作成するため、ホストコンピュータ１００側に特別な処理を必要としないということである。ただし、再編成実行の契機となる情報を渡す場合は、論理ボリューム１６０〜１６２の切り離し要求時などに情報を渡す制御部が必要となる。以下、第２の実施形態について第１の実施形態との相違点を中心に示す。
【００５６】
＜論理ボリュームの切り離し要求時＞
図１２は、論理ボリュームの切り離し要求時の再編成処理フローを示した図である。以下、図１２を用いて（適宜図２ないし図５、図１１参照）、ＣＰＵ１３０が行う論理ボリュームの切り離し要求時の再編成処理について説明する。論理ボリューム１６０〜１６２の切り離しをストレージ装置１１０に要求する時、磁気ディスク制御装置１２０内の論理ボリューム管理プログラム１３２から再編成処理プログラム１３３に対して、ファイル位置情報リスト１４２を作成する指示を出し、ＣＰＵ１３０がファイル位置情報作成プログラム１０１を実行することによって、ファイル位置情報リスト１４２を更新する（ステップＳ１２００）。再編成処理プログラム１３３には、ファイルシステムの一部が実装されており、ホストコンピュータ１００を介さずに、論理ボリューム１６０〜１６２上の管理情報領域１７０を参照、更新できる。
【００５７】
その後は、第１の実施形態のステップＳ６０１〜ステップＳ６０６と同様に、ステップＳ１２０１〜ステップＳ１２０６の処理を行う。具体的には、論理ボリューム管理テーブル１４１の接続状態２００を未接続状態に更新、論理ボリューム管理テーブル１４１の細分化指標２０１の更新、細分化指標２０１から再編成処理の要／不要の判定を行う。さらに、再編成が必要な場合は、論理ボリューム管理テーブル１４１の再編成ステータス２０２を「再編成処理中」状態として、再編成処理、論理ボリューム管理テーブル１４１の細分化指標２０１を再編成後の情報に更新する処理を行う。
【００５８】
以降、第１の実施形態において論理ボリューム１６０〜１６２の接続要求時に処理していたステップＳ８０２〜ステップＳ８０４と同様に、ステップＳ１２０７〜ステップＳ１２０９の処理を行う。具体的には、管理情報領域１７０を更新する（ステップＳ１２０７）。方法としては、論理ボリューム管理プログラム１３２から再編成処理プログラム１３３に、管理情報領域１７０の再編成指示を出し、再編成ジャーナル１４３を使用して管理情報領域１７０の更新を行う。再編成実行後、再編成されたファイル位置情報リスト１４２を用いて、管理情報領域１７０の整合性チェックを行う（ステップＳ１２０８）。再編成の結果が正常であれば、論理ボリューム管理テーブル１４１内の再編成ステータスを「再編成済」状態にして（ステップＳ１２０９）、再編成処理は完了する。
【００５９】
＜論理ボリュームの接続要求＞
本実施の形態では、論理ボリュームの切り離し要求時に再編成処理は完了するため、接続要求時には、再編成に関する処理は行わない。
【図面の簡単な説明】
【００６０】
【図１】本発明の第１の実施形態におけるストレージ装置を含むコンピュータシステム全体の構成を示す図である。
【図２】本発明の第１の実施形態における論理ボリューム管理テーブルの例を示す図である。
【図３】本発明の第１の実施形態におけるファイル位置情報リストの例を示す図である。
【図４】本発明の第１の実施形態における再編成ジャーナルの例を示す図である。
【図５】本発明の第１の実施形態における物理／論理アドレスマッピングテーブルの例を示す図である。
【図６】本発明の第１の実施形態における論理ボリュームの切り離し要求に対応した再編成処理についての処理フロー図である。
【図７】本発明の第１の実施形態における再編成処理についての処理フロー図である。
【図８】本発明の第１の実施形態におけるファイル位置情報リストの再編成実行例を示す図である。
【図９】本発明の第１の実施形態における物理／論理アドレスマッピングテーブルの更新例を示す図である。
【図１０】本発明の第１の実施形態における論理ボリュームの接続要求に対応した再編成処理についての処理フロー図である。
【図１１】本発明の第２の実施形態におけるストレージ装置を含むコンピュータシステム全体の構成を示す図である。
【図１２】本発明の第２の実施形態における論理ボリュームの切り離し要求に対応した再編成処理についての処理フロー図である。
【符号の説明】
【００６１】
１００  ホストコンピュータ
１０１  ファイル位置情報作成プログラム
１１０  ストレージ装置
１２０  磁気ディスク制御装置
１２２  キャッシュメモリ
１３０  ＣＰＵ
１３１  コマンド受付けプログラム
１３２  論理ボリューム管理プログラム
１３３  再編成処理プログラム
１４０  メモリ
１４１  論理ボリューム管理テーブル
１４２  ファイル位置情報リスト
１４３  再編成ジャーナル
１４４  物理／論理アドレスマッピングテーブル
１５０  物理ボリューム
１６０  論理ボリューム
１７０  管理情報領域
２００  接続状態
２０１  細分化指標
２０２  再編成ステータス
３００  ファイル識別子
３０１  エリア順序番号
３０２  論理ボリューム番号／論理アドレス
４０１  ファイル識別子
４０２  エリア順序番号
４０３  処理種別
４０５  移動元
４０６  移動先
５００  論理アドレス
５０１  物理アドレス
【図１】
2008077478.tif 000003
【図２】
2008077478.tif 000004
【図３】
2008077478.tif 000005
【図４】
2008077478.tif 000006
【図５】
2008077478.tif 000007
【図６】
2008077478.tif 000008
【図７】
2008077478.tif 000009
【図８】
2008077478.tif 000010
【図９】
2008077478.tif 000011
【図１０】
2008077478.tif 000012
【図１１】
2008077478.tif 000013
【図１２】
2008077478.tif 000014