JPH07319637A - ディスク装置の制御装置およびディスク装置の制御方 法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 ミラーディスク装置において、計算機システ
ム故障時等に起こり得るディスク装置間のイメージの不
一致を迅速に復旧する手段を提供する。 【構成】 各ディスク装置３ａ，３ｂへのデータ書き込
み時には、そのブロックに関する情報を、書き込み中ブ
ロック情報群６ａ，６ｂとしてバックアップメモリ５に
保存しておき、書き込み完了と共にクリアする。計算機
システムの故障復旧後の立ち上げ時に、お互いのディス
ク書き込み中ブロック情報群６ａ，６ｂをチェックしあ
い、どちらかが、ディスク書き込み途中で故障したこと
が判明した場合、そのブロック情報群のデータをコピー
してディスク装置のイメージを合わせる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は、一対のディスク装置
を用いてミラーディスクを構成する計算機システムにお
けるディスク装置の制御装置及び制御方法に関するもの
である。また、ファイルシステムを備えた計算機システ
ムにおけるディスク装置の制御装置及び制御方法に関す
るものである。

【０００２】

【従来の技術】図１１は例えば特開昭６３−６３１７３
号公報に示された従来の２重化ディスク制御装置の構成
図であり、図において、１ａはＣＰＵ、２４ａ，２４ｂ
はチャネル装置、３ａ，３ｂはディスク装置、２ａ，２
ｂはディスク制御装置、２５ａ，２５ｂはインタフェー
ス手段、２６ａ，２６ｂは動作制御手段、２７ａ，２７
ｂはディスク制御手段、２８ａ，２８ｂは通信手段であ
る。

【０００３】次に動作について説明する。２重化された
ディスク装置３ａ及び３ｂは各々ディスク制御装置２ａ
及び２ｂとチャネル装置２４ａ及び２４ｂを経由してＣ
ＰＵ１ａに接続される。ディスク制御装置２ａ及び２ｂ
は、インタフェース手段２５ａ及び２５ｂと、動作制御
手段２６ａ及び２６ｂと、ディスク制御手段２７ａ及び
２７ｂと、ディスク装置３ａ，３ｂに対してデータをど
こまで書き込んだかの制御情報を互いに通信する通信手
段２８ａ及び２８ｂとから構成される。

【０００４】ＣＰＵ１ａは、チャネル装置２４ａとディ
スク制御装置２ｂとを経由してディスク装置３ａに情報
を書き込み、また、チャネル装置２４ｂとディスク制御
装置２ｂとを経由して同一情報をディスク装置３ｂに書
き込みを試みる。かかる場合に、ディスク装置３ａへの
情報書き込み中に障害となりディスク制御装置２ａがＣ
ＰＵ１ａに報告出来なくなると、ＣＰＵ１ａはディスク
装置３ｂへの書き込みが終了するとチャネル装置２４ｂ
に接続替えを指示して、障害が発生した方のチャネル装
置２４ａを切り離し、さらに、チャネル装置２４ｂを経
由してディスク制御装置２ｂに対して、ディスク制御装
置２ａがどこまでディスク装置３ａに対してデータを書
き込んだかの制御情報を読みとる命令を出す。そして、
ディスク制御装置２ｂは通信手段２８ｂ及び２８ａを経
由してディスク制御装置２と通信を行い、どこまで書き
込んだかの制御情報を受け取り、ＣＰＵ１ａはチャネル
装置２４ｂを経由して送られてくる制御情報を受け取る
と、ディスク装置３ａ及び３ｂにデータが正常に書き込
まれた領域に対してはデータの再書き込みは行わず、書
き込みが正常に終了していない領域に対してデータの書
き込みを行う。

【０００５】また、図１２は例えば特開平３−９８１１
２公報に示された従来のミラードディスクシステムの構
成図であり、図に於いて、１ｂはシステム全体を制御す
るＣＰＵ、３ａ（Ａ）は第一のディスク装置、３ｂ
（Ｂ）は第二のディスク装置である。これら２つのディ
スク装置がミラードディスクシステムの一部を成してい
る。２はＣＰＵ１ｂからの指示によりディスク装置３
ａ，３ｂにアクセスするディスク制御装置である。２９
はＣＰＵ１ｂからのディスクアクセス要求を受け、アク
セスするアドレスと、ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥを区別する
信号Ｗ／Ｒ（バー，負アクティブの意）を生成する制御
部、３０は制御部２９からのアドレスを受けて、アクセ
スする部分がディスク装置の内周側か外周側かを示す信
号Ａ／Ｂ（バー）を生成するアドレス比較部、３１はデ
ィスク装置３ａ，３ｂが正常か否かを示す信号ＡＯＫ、
ＢＯＫを出力する故障検出部、３２はＡ／Ｂ（バー），
Ｗ／Ｒ（バー），ＡＯＫ，ＢＯＫ信号を受け、後述する
ドライバ／レシーバのアクセスを制御するアクセス制御
部、３３ａはディスク装置３ａとＣＰＵ１ｂとのデータ
交換を行うドライバ／レシーバ、３３ｂはディスク装置
３ｂとＣＰＵ１ｂとのデータ交換を行うドライバ／レシ
ーバである。

【０００６】次に動作について説明する。ＣＰＵ１ｂよ
り書き込み要求が発生すると、制御部２９からのＷ／Ｒ
信号がハイレベルになり、オアゲート３２ａ，３２ｂの
出力もハイレベルになる。一方、故障検出部３１はディ
スク装置３ａ，ディスク装置３ｂの故障検出を行ってお
り、ディスク装置３ａが正常であればＡＯＫが、ディス
ク装置３ｂが正常であればＢＯＫが発生する。この検出
結果はアンドゲート３２ｃ，３２ｄの一方の入力に供給
されている。正常である側のアンドゲートの出力がハイ
レベルになり、ドライバ／レシーバ３３ａ，３３ｂの制
御端子３３ｓに印加される。従って、ディスク装置が双
方とも正常であれば、ドライバ／レシーバ３３ａ及びド
ライバ／レシーバ３３ｂが書き込み状態になり、データ
がディスク装置３ａ及び３ｂの双方に書き込まれる。

【０００７】また、一方のディスク装置が故障している
場合は、ＡＯＫ（故障時はローレベル）を反転して受け
るオア回路３２ｂ、ＢＯＫ（故障時はローレベル）を反
転して受けるオア回路３２ａの出力がハイレベルにな
り、正常な側が書き込み状態になる。

【０００８】次に読み出しについて説明する。ＣＰＵ１
ｂより読み出し要求が発生すると、制御部２９からのＷ
／Ｒ（バー）はローレベルになる。このとき、アドレス
比較部３０は制御部２９からのアドレスを識別し、アク
セスすべき箇所がディスク装置の内周側か外周側かを判
断する。そして、内周側と判断されれば、ディスク３ａ
をアクセスするようにＡ／Ｂ（バー）信号をハイレベル
にする。このＡ／Ｂ（バー）信号を受けたオアゲート３
２ａの出力はハイレベルになり、オアゲート３２ｂの出
力はローレベルになる。また、アクセスすべき箇所がデ
ィスク装置の外周側であれば、オアゲートの出力が逆に
なる。一方、故障検出部３１はディスク装置３ａ，ディ
スク装置３ｂの故障検出を行っており、ディスク装置３
ａが正常であればＡＯＫが、ディスク装置３ｂが正常で
あればＢＯＫが発生する。この検出結果はアンドゲート
３２ｃ，３２ｄの一方の入力に供給されている。正常で
ある側のアンドゲートの出力がハイレベルになり、ドラ
イバ／レシーバ３３ａ，３３ｂの制御端子３３ｓに印加
される。従って、ディスクが双方とも正常であれば、ド
ライバ／レシーバ３３ａ若しくはドライバ／レシーバ３
３ｂのうちいづれか一方が読み出し状態になり、データ
がディスク装置３ａ若しくはディスク装置３ｂから読み
出される。この場合、シークする範囲が全領域の１／２
になるので、シーク時間が短縮される。

【０００９】ただし、一方のディスクが故障している場
合は、正常なディスクより読み出しが行われる。すなわ
ち、一方のディスクが故障している場合、ＡＯＫ（故障
時はローレベル）を反転して受けるオアゲート３２ｂ，
若しくはＢＯＫ（故障時はローレベル）を反転して受け
るオアゲート３２ａの出力がハイレベルになり、正常な
側が読み出し状態になる。

【００１０】なお、ディスク装置３ａ，３ｂが共に故障
している時は、ローレベルのＡＯＫ，ＢＯＫにより、ア
ンドゲート３２ｃ，３２ｄの出力がローレベルになるの
で、書き込みも読み出しも行われない。

【００１１】以上の書き込みと読み出しのアクセスの様
子を図１３に示す。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】従来のミラードディス
クシステムに係るディスク制御装置（ディスク装置の制
御装置）は、以上の様に構成されており、オンライン動
作中のディスク制御装置の故障に対しては短い時間で各
々のディスク装置の内容を一致させることが出来るが、
ディスク制御装置ではなく、計算機システム全体の故障
等が発生した場合は、故障復旧後には各々のディスク装
置の内容は不一致のままになり、２重化（ミラー化）デ
ィスク装置としての運用が出来なくなるという問題点が
あった。

【００１３】また、予期せぬ計算機システムの故障等に
より、中途半端なディスク装置への書き込みが行われる
為に、故障復旧後にもＣＰＵのファイルシステムが破壊
されたままとなり、システムとして正常動作しなくなる
可能性があるという問題点があった。

【００１４】また、ディスク装置に対するデータ読み込
み時間に関しては、単一ファイルがディスク上に分散さ
れて置かれるシステム（ＵＮＩＸ等）に対してはシーク
時間の短縮に繋がらないという問題点があった。

【００１５】この発明は上記のような課題を解決するた
めになされたものであり、ミラーディスクシステムを持
つ計算機システムの予期せぬ故障時にも、復旧したとき
には、速やかにミラー化を復旧させることができ、ま
た、ＣＰＵのファイルシステムの破壊によるファイルの
読み出し不能を最小限に抑えることができ、加えて、デ
ィスク装置に対するファイルのアクセス高速化を実現で
きる、ディスク装置の制御装置及び制御方法を得ること
を目的とする。

【００１６】

【課題を解決するための手段】本発明の請求項１にかか
るディスク装置の制御装置は、ミラー化を実現している
各ディスク装置３ａ，３ｂに対するデータの書き込み時
に、各ディスク装置の各書き込み論理ブロックに関する
情報が格納されるとともに、データの書き込み完了時
に、上記情報が抹消されるバッテリバックアップされた
バックアップメモリと、計算機システムの故障発生時
に、上記バックアップメモリに保持されている情報の
有，無に基づいて、各ディスク装置のデータを一致させ
るように各ディスク装置を制御するディスク内容一致手
段とを備えたものである。

【００１７】請求項２にかかる制御装置は、ミラー化を
実現している各ディスク装置３ａ，３ｂ毎に、上記バッ
クアップメモリ５ａ，５ｂと、このバックアップメモリ
に保持された情報を通信するための通信手段７ａ，７ｂ
とを備えて成るディスク制御装置モジュール（ディスク
制御装置２０ａ，２０ｂ）を設け、かつ計算機システム
の故障時に、各ディスク制御装置モジュールを起動させ
て、各ディスク装置のデータを一致させるように各ディ
スク装置を制御するディスク内容一致手段を備えて成る
ものである。

【００１８】請求項３にかかる制御装置は、請求項１ま
たは２のディスク内容一致手段を、上記バックアップメ
モリに残っている情報（ブロック情報群６ａ，６ｂ）を
チェックして、当該情報の示す一方のディスク装置上の
論理ブロックに対してこの論理ブロックに相当する他方
のディスク装置の論理ブロックからのデータを書き込む
ことを実施する初期化処理ルーチンにより構成したもの
である。

【００１９】請求項４にかかるディスク装置の制御方法
は、上記バックアップメモリ５ａ，５ｂと通信手段７
ａ，７ｂとを備えたディスク制御装置２０ａ，２０ｂ
を、ミラー化を実現している各ディスク装置３ａ，３ｂ
毎に対応させて設けるようにして、計算機システムの故
障発生時に、各ディスク制御装置の各バックアップメモ
リに保持された情報を、各通信手段を介して各ディスク
制御装置間で互いに送受させるようにし、この送受され
る情報に基づいて、各ディスク装置のデータを一致させ
るものである。

【００２０】請求項５にかかるディスク装置の制御方法
は、ファイルシステム８からディスク装置３ａ，３ｂに
対して書き込み要求を行う場合にディスク装置のデータ
の入出力を高速にするためのバッファキャッシュ１０
を、バッテリバックアップされたバックアップメモリ９
上に置き、バッファキャッシュ上に設定される各ディス
ク装置の論理ブロックに関する情報（ブロック情報群６
ａ，６ｂ）が示すディスク装置上の論理ブロックへの実
際のデータ書き込み状況を管理するためのフラグ１１を
設定し、計算機システムの故障時に、上記フラグの有，
無に基づいて、各ディスク装置のデータを一致させるよ
うにしたものである。

【００２１】請求項６にかかるディスク装置の制御方法
は、ディスク装置上に存在する連続ファイルの先頭ブロ
ックとファイルのサイズ等のファイル管理情報（ロケー
ション管理情報１５，１６）をディスク装置上のファイ
ルシステム１３の管理エリア１８以外の領域（固定エリ
ア１４）に保存しておくようにして、計算機システムの
破壊が発生したときに、上記保存しておいたファイル管
理情報に基づいて、上記ディスク装置上のファイルをア
クセスするようにしたものである。

【００２２】請求項７にかかる制御装置は、管理ブロッ
ク情報を、磁気ディスク装置上の上記管理エリア１８以
外の別領域（固定エリア１４）に一定周期でバックアッ
プコピーするとともに、計算機システムの破壊が発生し
たときには、この破壊発生直前にコピーされた最新の管
理ブロック情報をディスク装置上の管理エリア１８にラ
イトバックをする復旧手段（ファイルシステム管理手段
１９）を備えたものである。

【００２３】請求項８にかかる制御装置は、ディスク装
置上のシリンダ毎の書き込まれていない論理ブロック数
を管理し、書き込み要求のある新規のファイルをディス
ク装置に格納するときは、そのファイルのサイズとシリ
ンダ毎の残論理ブロック数とを比較していき、ファイル
のサイズより大きなエリアを残すシリンダに新規のファ
イルを格納するようにディスク装置を制御する制御手段
（ファイルシステム２１）を備えているものである。

【００２４】請求項９の制御装置は、請求項８に加え、
制御手段（ファイルシステム２１）は、新規のファイル
の書き込み要求があった場合、シリンダ管理情報２２
ａ，２２ｂに基づいて、現在のディスクヘッドの位置情
報よりディスクヘッドの位置しているシリンダを算出し
て、このシリンダを新規のファイルの最初の書き込み対
象場所として選択するものである。

【００２５】請求項１０の制御装置は、請求項８に加
え、制御手段は、新規のファイルの書き込み要求があっ
た場合、空きシリンダ情報に基づいて、空きシリンダが
存在していれば、１つの空きシリンダに、新規のファイ
ル１つを書き込むものである。

【００２６】請求項１１の制御装置は、請求項８に加
え、制御手段（ファイルシステム２１）は、さらに、新
規のファイルを格納する場合に、単一のシリンダに新規
のファイルを書き込むことができない時には、複数のシ
リンダに分割して書き込むものである。

【００２７】

【作用】請求項１の制御装置は、ディスク装置に対する
書き込み時には、バックアップメモリに、書き込む論理
ブロックに関する情報を格納し、書き込み完了と共にこ
れをクリアすることにより、予期せぬ計算機システムの
故障発生時には、ディスク内容一致手段は、復旧時にバ
ックアップメモリ上に残っている論理ブロックに関する
情報をチェックし、ディスク装置間でのコピーをその部
分に限り行い、各々のディスク装置のデータを一致させ
る。

【００２８】請求項２の装置では、計算機システムの故
障発生時に、ディスク内容一致手段は、各ディスク制御
装置モジュールを起動させるようにして、各モジュール
間で、情報を送受するようにし、送受された情報に基づ
いて、各ディスク装置のデータを一致させる。

【００２９】請求項３では、システムの再起動時に、デ
ィスク内容一致手段としての初期化処理ルーチンが起動
し、これにより、バックアップメモリに残っている情報
をチェックして、各ディスク装置間のデータのやりとり
を実施し、各ディスク装置のデータを一致させる。

【００３０】請求項４では、各ディスク制御装置のバッ
クアップメモリに保持された情報を、各通信手段を介し
て制御装置間でやりとりさせ、各制御装置は、この情報
に基づいて、各ディスク装置のデータを一致させる。

【００３１】請求項５では、バックアップメモリ上のバ
ッファキャッシュに設定されたフラグを参照して、各デ
ィスク装置のデータを一致させる。

【００３２】請求項６では、ディスク装置上の管理ブロ
ック情報が格納されている管理エリア以外の領域に、フ
ァイル管理情報を常に保存しておくようにして、管理ブ
ロック情報が壊れた場合に、ファイル管理情報である連
続ファイルの先頭ブロック番号と連続ファイルのサイズ
とに基づいて、ファイルアクセスを行なう。

【００３３】請求項７では、復旧手段は、一定周期で、
管理ブロック情報をディスク装置上にバックアップコピ
ーしており、管理ブロック情報が破壊されたときに、破
壊時直前にコピーされた管理ブロック情報を管理エリア
にライトバックする。

【００３４】請求項８では、制御手段は、シリンダ毎の
残論理ブロック数の管理と、新規ファイルの書き込み時
に、ファイルのサイズとシリンダ毎の残論理ブロック数
を比べて、ファイルを書き込むシリンダを決定する。

【００３５】請求項９では、制御手段は、シリンダ管理
情報を参照して、現在、ディスクヘッドが位置している
シリンダを求めて、優先してこのシリンダに新規のファ
イルを書き込むようにする。

【００３６】請求項１０では、制御手段は、空きシリン
ダ情報を参照して空きシリンダを探査し、１つの空きシ
リンダに１つの新規ファイルを書き込む。

【００３７】請求項１１では、制御手段は、新規のファ
イル１つを単一のシリンダに書き込めない場合には、複
数のシリンダに分割して書き込む。

【００３８】

【実施例】

実施例１（請求項１〜４に対応）．以下、実施例１を図
１〜３に基づいて説明する。図１において、１Ａは計算
機システムのＣＰＵ、２０ａ，２０ｂはディスク制御装
置、３ａ，３ｂはディスク装置、４ａ，４ｂはディスク
入出力手段、５ａ，５ｂはバッテリバックアップされた
バックアップメモリ、６ａ，６ｂはディスク書き込み中
ブロック情報群、７ａ，７ｂは通信手段である。上記デ
ィスク装置３ａ，３ｂはミラー化されており、データの
読み出し／書き込みは論理ブロック単位で行われる。ま
た、４ａ〜７ａによりディスク制御装置２０ａを４ｂ〜
７ｂによりディスク制御装置２０ｂを構成している。

【００３９】次に動作について説明する。ＣＰＵ１Ａか
らディスク装置に対して書き込み要求があった場合、Ｃ
ＰＵ１Ａはディスク制御装置２０ａ，２０ｂに対してこ
の順番（２０ａの次に２０ｂ）で並列してディスク書き
込み要求を出す。ディスク入出力手段４ａ，４ｂはディ
スク装置３ａ，３ｂに対する入出力を管理する手段であ
り、ディスク装置３ａ，３ｂに対する書き込み時には、
その書き込み（論理）ブロックに関する情報を、バック
アップメモリ５ａ，５ｂ上にディスク書き込み中ブロッ
ク情報群６ａ，６ｂとして格納し、書き込み完了と共に
ディスク書き込み中ブロック情報群６ａ，６ｂをクリア
している。

【００４０】尚、上記ディスク装置３ａ，３ｂは、必ず
論理ブロック単位でのリード／ライトが行われる。すな
わち、ＣＰＵ１Ａからのリード／ライト要求は「あるブ
ロックから何ブロック分」という形で要求される。従っ
て、ディスク書き込み中ブロック情報群６ａ，６ｂには
「書き込み先頭ブロックＮＯ．と書き込みブロック数」
という形で、書き込みブロックに関する情報が格納され
る。また、６ａ，６ｂの情報をクリアするタイミング
は、各ディスク入出力手段４ａ，４ｂが対応する各ディ
スク装置３ａ，３ｂへの書き込みを完了したタイミング
である。

【００４１】今、ディスク装置３ａ，３ｂに対する書き
込み中に計算機システムがダウンした場合、計算機シス
テムをリセットし再立ち上げする。立ちあげ時（初期化
時）には図２，図３に示す処理ルーチンに基づいて、各
ディスク装置３ａ，３ｂの内容一致化処理を行う。すな
わち、ディスク制御装置２０ａ，２０ｂ上の通信手段７
ａ，７ｂを介してディスク書き込み中ブロック情報群６
ａ，６ｂを互いに送受信し合い（ステップＳ１，Ｓ
２）、そのあとディスク制御手段２０ａは図２に示すス
テップＳ３〜Ｓ６の処理を、ディスク制御装置２０ｂは
図３に示すステップＳ７〜Ｓ１０の処理を行う。次にそ
れぞれの処理を説明する。

【００４２】ディスク制御装置２０ａは、通信手段７ｂ
から受け取ったディスク書き込み中ブロック情報群６ｂ
の内容をチェックし（ステップＳ３）、クリアされてい
なければ（ステップＳ３でＹＥＳの場合）、そのブロッ
ク情報群６ｂのディスク装置３ａ上のデータを通信手段
７ｂに送信する（ステップＳ５）。すなわち、情報群６
ｂの内容がクリアされていないということは、残ってい
る論理ブロックへのデータ書き込みがまだディスク装置
３ｂに対して行われていないということであり、その論
理ブロックへ書き込むべきデータをディスク装置３ａの
論理ブロックからディスク制御装置２０ｂに送信するわ
けである。

【００４３】また、情報群６ｂの内容がクリアされてい
れば（ステップＳ３でＮＯの場合）、自制御装置２０ａ
のディスク書き込み中ブロック情報群６ａをチェックし
（ステップＳ４）、クリアされていなければ（ステップ
Ｓ４でＹＥＳの場合）、通信手段７ｂを介してそのブロ
ック情報群６ａのディスク装置３ｂ上のデータを受け取
ってディスク装置３ａに書き込む（ステップＳ６）。ク
リアされていれば（ステップＳ４でＮＯの場合）、何も
行わず終了する。すなわち、情報群６ａの内容がクリア
されていないということは、残っている論理ブロックへ
のデータ書き込みがまだディスク装置３ａに対して行わ
れていないということであり、その論理ブロックへ書き
込むべきデータをディスク装置３ｂの論理ブロックから
コピーするわけである。

【００４４】次に、ディスク制御装置２０ｂでは、自制
御装置２０ｂのディスク書き込み中ブロック情報群６ｂ
の内容をチェックし（ステップＳ７）、クリアされてい
なければ（ステップＳ７でＹＥＳの場合）、そのブロッ
ク情報群６ｂのディスク装置３ａ上のデータを通信手段
７ａを介して受け取り、ディスク装置３ｂに書き込む
（ステップＳ９）。

【００４５】クリアされていれば（ステップＳ７でＮＯ
の場合）、通信手段７ａから受け取ったディスク書き込
み中ブロック情報群６ａの内容をチェックし（ステップ
Ｓ８）、クリアされていなければ（ステップＳ８でＹＥ
Ｓの場合）、そのブロック情報群６ａのディスク装置３
ｂ上のデータを通信手段７ａに送信する（ステップＳ１
０）。クリアされていれば（ステップＳ８でＮＯの場
合）、何も行わず終了する。

【００４６】ＣＰＵ１Ａがダウンした場合、ディスク制
御装置２０ａ，２０ｂが全く同一のタイミングで書き込
みを行っていることはありえない。またＣＰＵからのデ
ィスク制御装置２０ａ，２０ｂに対する起動は順番にし
か行えないし、たとえ行えたとしても各ディスク装置３
ａ，３ｂが全く同じ速度で書き込みを完了することはあ
りえない。そこで上記実施例１では、各ディスク制御装
置２０ａ，２０ｂがお互いがどこまでディスク装置に対
してデータを書き込めたかをチェックしあうわけである
が、目的は、ディスク装置３ａ，３ｂの内容を一致させ
ることにあるので、どちらのディスク制御装置も、情報
群６ａ，６ｂがクリアされていなければマスターディス
ク装置をディスク装置３ａと決め、その内容に合わせ
る。

【００４７】要約すると、上記実施例１においては、論
理ブロックに関する情報群６ａ，６ｂをバックアップメ
モリ５ａ，５ｂに格納しておいて、この情報をシステム
のダウン時にも利用できるようにしておいて、ディスク
制御装置２０ａは、まず相手方の情報群６ｂをチェック
した後、自分方の情報群６ａをチェックし、またディス
ク制御装置２０ｂは、まず自分方の情報群６ｂをチェッ
クした後、相手方の情報群６ｂをチェックしているが、
重要なことは、各ディスク制御装置２０ａ，２０ｂがお
互いの情報群６ａ，６ｂをチェックしあって、各ディス
ク装置３ａ，３ｂの内容を一致させる処理を、ディスク
内容一致手段としての処理ルーチンに基づいて行なうと
いう事である。

【００４８】実施例２（請求項５に対応）．次に、実施
例２を図４に基づいて説明する。図４において、１Ｂは
計算機システムのＣＰＵ、２ａ，２ｂは図１１の従来例
と同様なディスク制御装置、３ａ，３ｂはディスク装
置、８はＣＰＵ１上のファイルシステム、９はバックア
ップメモリ、１０はバックアップメモリ上に置かれたフ
ァイルシステム８のバッファキャッシュ、１１はバッフ
ァキャッシュ上論理ブロック毎の書き込み完了フラグ、
１２ａ，１２ｂはそれぞれディスク装置３ａ，３ｂに対
応するディスク入出力手段である。ディスク装置３ａ，
３ｂは実施例１と同様にミラー化されている。

【００４９】次に動作について説明する。ＣＰＵ１Ｂ上
のファイルシステム８からディスク装置に対して書き込
み要求を行う場合、通常、ディスク入出力を高速にする
ためにバッファキャッシュをメモリ上に置き、バッファ
キャッシュに対してアクセスする。この場合、ユーザか
らの要求とディスクに対する入出力は非同期となる。

【００５０】今、ＣＰＵ１Ｂのファイルシステム８がデ
ィスク装置３ａ，３ｂに対して書き込みを行う場合、バ
ックアップメモリ９上のバッファキャッシュ１０に対し
て情報（実施例１で説明した書き込みブロックに関する
情報）の書き込みを行う。この時ファイルシステム８は
書き込みと同時に書き込み完了フラグ１１を各書き込み
ブロック毎にセットする。ディスク入出力手段１２ａ，
１２ｂは、実際にディスク装置３ａ，３ｂにデータを書
き込み完了した時点で書き込み完了フラグをリセットし
ている。

【００５１】今、ディスク装置３ａ，３ｂに対する書き
込み中に計算機システムがダウンした場合、計算機シス
テムをリセットし再立ち上げする。立ちあげ時に、ディ
スク入出力手段１２ａ，１２ｂは、初期化処理の中でバ
ッファキャッシュ１０に残っている書き込み完了フラグ
１１をチェックし、書き込まれていないブロックについ
ては、それぞれディスク装置３ａ，３ｂに対して書き込
みを行い、完了したら書き込み完了フラグ１１をリセッ
トする。

【００５２】すなわち、本実施例においては、バッファ
キャッシュ１０には、上記実施例１で説明したブロック
に関する情報が設定されており、ディスク装置上の論理
ブロックへの実際の書き込み状態をフラグを設定するこ
とで管理している。フラグは上記ブロックに関する情報
毎に設定され、フラグがセットされているかリセットさ
れているかにより、ディスク装置へのデータの書き込み
の状況をチェックして、データの書き込みが完了してい
ない場合は、書き込みを行なって、フラグをリセットす
る。つまり、計算機システムの故障時に、上記書き込み
完了フラグ１１の有，無に基づいて、各ディスク装置３
ａ，３ｂのデータを一致させるわけである。

【００５３】実施例３（請求項６に対応）．次に、実施
例３を図５に基づいて説明する。図５において、１Ｃは
計算機システムのＣＰＵ、２はディスク制御装置、３は
ディスク装置、１３はファイルシステム、１４はディス
ク装置３上の固定エリア、１５，１６はそれぞれ、ディ
スク装置３上に書き込まれる連続ファイル（１），
（２）のロケーション管理情報、１７はファイル復旧手
段、１８はファイルシステムの管理エリアである。尚、
連続ファイルとは、ディスク装置３上のエリアが連続エ
リアで、サイズが固定であるファイルである。

【００５４】次に動作について説明する。ＣＰＵ１Ｃ上
のファイルシステム１３が、ディスク装置３に対して新
規の連続ファイル（１），（２）の書き込みを行う場
合、ファイルシステム１３は、ディスク装置３上の固定
エリア１４に対して、それぞれのファイルのファイル管
理情報としてのロケーション管理情報１５，１６（ファ
イル名、先頭ブロック番号、サイズ）を格納している。

【００５５】尚、ファイルはディスク装置３上のばらば
らの領域に配置されており、それをつなげて一個のファ
イルとして管理しているのが、前出の管理エリア１８で
ある。またファイルシステム１３は、連続ファイル
（１），（２）についても管理エリア１８上で管理して
いるので、管理エリア１８が壊れたときにはファイルに
対してアクセスできなくなる。また、ファイルシステム
１３は必ずその管理ブロックをディスク装置３上の固定
エリアに持っており、これが管理エリア１８である。こ
の管理エリア１８の内容は様々で一概に定義できず、フ
ァイルシステム特有のエリアである。また、管理情報１
５，１６中のファイル名、先頭ブロック番号、サイズは
あくまで連続ファイルを対象とした管理情報であり、そ
の連続ファイルが存在するディスク上の先頭ブロック番
号とファイルを構成するブロック数（サイズ）がわかれ
ば、管理エリア１８が壊れても正常ファイルとしてディ
スク装置３より復活できる。

【００５６】今、ＣＰＵ１Ｃ上のファイルシステム１３
がディスク装置３に対して書き込みを行っている最中に
計算機システムがダウンして、ファイルシステム１３の
管理エリア１８が破壊された場合、ファイル（１），
（２）はディスク装置３上に存在するが、ファイルシス
テム１３からアクセスできなくなる。この時、ファイル
復旧手段１７は、ディスク装置３の固定エリア１４にあ
る各々のファイルロケーション管理情報１５，１６より
判断し、ディスク装置３からファイル（１），（２）を
読み出して、他の記憶装置（例えば主記憶装置等）に保
存する。

【００５７】すなわち、本実施例では、ファイルシステ
ム１３がディスク装置３上に持っている管理エリア（管
理ブロック情報が格納されている）以外の領域にファイ
ルシステム１３によりロケーション管理情報を保存して
おき、システムのダウン時に、ディスク装置３上に保存
しておいたロケーション管理情報に基づいて復旧手段１
７でファイル（１），（２）をアクセスできるようにし
たものである。

【００５８】実施例４（請求項７に対応）．次に、実施
例４を図６に基づいて説明する。図６において、１Ｄは
計算機システムのＣＰＵ、２はディスク制御装置、３は
ディスク装置、１３はファイルシステム、１４はディス
ク装置３上の固定エリア、１８はファイルシステムの管
理エリア、１９はファイルシステム管理手段、２０はフ
ァイルシステムの管理エリアのコピーである。

【００５９】次に動作について説明する。ＣＰＵ上のフ
ァイルシステム１３は、ディスク装置３に対してファイ
ル（１），（２）の読み書きを行う場合、ファイルシス
テム１３の管理エリア１８を更新しながらディスク装置
３に対して入出力を行う。ディスク制御装置２のファイ
ルシステム管理手段１９（復旧手段）は、一定周期にて
ディスク装置３上のファイルシステム１３の管理エリア
１８を、ディスク装置１３の固定エリア１４にファイル
システムの管理エリアのコピー２０としてバックアップ
している。

【００６０】今、ＣＰＵ１Ｄ上のファイルシステム１３
がディスク装置３に対して書き込みを行っている最中に
計算機システムがダウンして、ファイルシステム１３の
管理エリア１８が破壊された場合、ファイル（１），
（２）はディスク装置３上に存在するが、ファイルシス
テム１３からアクセスできなくなる。この時、ファイル
システム管理手段１９は、一定周期で固定エリア１４に
バックアップしておいたファイルシステム１３の管理エ
リアのコピー２０を、ファイルシステム１３の管理エリ
ア１８にライトバックし、正常なファイルシステム１３
の管理エリア１８を復活させる。

【００６１】すなわち、本実施例では、ファイルシステ
ム１３が持つディスク装置３上の管理エリアの管理ブロ
ック情報を、復旧手段としてのファイルシステム管理手
段１９により管理エリア以外の領域に一定周期でバック
アップコピーしておく。そして、ファイルシステム管理
手段１９は、システムのダウン時に、ダウン時直前にコ
ピーされた管理ブロック情報を管理エリア１８にライト
バックすることにより、ファイルシステム１３はファイ
ルをアクセスできるようになる。

【００６２】実施例５（請求項８，９，１１に対応）．
次に、実施例５を図７，８に基づいて説明する。図７に
おいて、１Ｅは計算機システムのＣＰＵ、２はディスク
制御装置、３はディスク装置、５はバッテリバックアッ
プされたバックアップメモリ、２１はファイルシステ
ム、２２ａ，２２ｂはシリンダ管理情報欄である。

【００６３】尚、ディスク装置３上は、シリンダ、トラ
ック、ブロックと階層的に管理されており、シリンダ管
理情報欄２２ａ，２２ｂにはこのシリンダ毎に割り当て
られたブロック数を管理するための情報，すなわち、シ
リンダ毎の既使用ブロック数及び残ブロック数を管理す
るための情報が格納される。

【００６４】次に動作について説明する。ファイルシス
テム２１は、ファイルシステムが最初に構築される時か
ら、ディスク装置３のシリンダ毎の残ブロックを管理す
るシリンダ管理情報欄２２ａ，２２ｂを作りディスク装
置３上のシリンダを管理している。シリンダ管理情報欄
２２ｂは、計算機システムが停止されているときに、デ
ィスク装置３上に存在するもの、シリンダ管理情報欄２
２ａは計算機システムが運転中にバックアップメモリ５
上に存在するものである。すなわち、計算機システムの
起動時に、ディスク装置３上のシリンダ管理情報欄２２
ｂの内容がバックアップメモリ５上のシリンダ管理情報
欄２２ａに転送され、ファイルシステム２１は計算機シ
ステム運転中，またはシステムダウン時に、バックアッ
プメモリ５上のシリンダ管理情報欄２２ａをアクセスす
るものである。

【００６５】今、ファイルシステム２１がディスク装置
２に対して新規のファイルを書き込んでいく処理を図８
に従って説明する。ディスク装置３に対して入出力要求
が発生した場合、その要求が新規のファイルの書き込み
かどうかを判断する（ステップＳ１１）。新規の書き込
みでない場合は（ステップＳ１１でＮＯの場合）、通常
通り、ディスク装置３に対してＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥを
行い（ステップＳ１２）、ディスクヘッドの位置をバッ
クアップメモリ５上のシリンダ管理情報欄２２ａに格納
する（ステップＳ１３）。

【００６６】要求が新規のファイルの書き込みの場合
（ステップＳ１１でＹＥＳの場合）、要求のあった書き
込みファイルのサイズを確認し（ステップＳ１４）、現
在のディスクヘッド位置より、現在ディスクヘッドのあ
るシリンダ番号を算出して、シリンダ管理情報２２ａか
らそのシリンダの残ブロック数を引き出し、残ブロック
数のサイズと書き込みファイルのサイズとを比較する
（ステップＳ１５）。比較の結果、残ブロック数の方が
大きかった場合は（ステップＳ１５でＹＥＳの場合）、
そのシリンダの残ブロックに要求のあった新規のファイ
ルを書き込み（ステップＳ１９）、ディスク装置３上の
シリンダ管理情報欄２２ｂの該当シリンダの残ブロック
数と新規のディスクヘッド位置とを更新する（ステップ
Ｓ２０）。

【００６７】比較の結果、残ブロック数より書き込みフ
ァイルサイズの方が大きかった場合は（ステップＳ１５
でＮＯの場合）、シリンダ管理情報欄２２ａのシリンダ
番号を１インクリメントして（ステップＳ１６）、再度
ファイルサイズと比較する（ステップＳ１５）。すなわ
ち、前のシリンダより番号が１つ大きいシリンダとファ
イルサイズとを比較する。このように比較するシリンダ
を変えていって、情報欄すべてのシリンダを比較しても
ファイルサイズより大きな残ブロック数を持つシリンダ
が存在しなかった場合（ステップＳ１７でＹＥＳの場
合）、その時点、すなわち情報欄のテーブルを１周した
時点で、要求のあった新規のファイルを複数シリンダに
分割して書き込みを行う（ステップＳ１８）。その後、
各シリンダの残ブロック更新と、ディスクヘッド位置の
更新を行なう（ステップＳ２０）。

【００６８】実施例６（請求項８，１０，１１に対
応）．次に、実施例を６を図に基づいて説明する。図９
において、１Ｆは計算機システムのＣＰＵ、２はディス
ク制御装置、３はディスク装置、５はバックアップメモ
リ、２１はファイルシステム、２２ａ，２２ｂはシリン
ダ管理情報欄、２３ａ，２３ｂは空きシリンダリストで
ある。

【００６９】次に動作について説明する。ファイルシス
テム２１は、ファイルシステムが最初に構築される時か
ら、ディスク装置３のシリンダ毎の残ブロックを管理す
るシリンダ管理情報欄２２ａ，２２ｂと、何も書き込み
が行われていないシリンダのリストである空きシリンダ
リスト２３ａ，２３ｂを作り、ディスク装置３上のファ
イル配置を管理している。シリンダ管理情報２２ｂと空
きシリンダリスト２３ｂは、計算機システムが停止され
ているときに、ディスク装置３上に存在するもの、シリ
ンダ管理情報２２ａと空きシリンダリスト２３ａは計算
機システムが運転中にバックアップメモリ５上に存在す
るものである。すなわち、計算機システムの起動時に、
ディスク装置３上のシリンダ管理情報欄２２ｂと空きシ
リンダリスト２３ｂの内容がバックアップメモリ上のシ
リンダ管理情報欄２２ａと空きシリンダリスト２３ａに
転送され、ファイルシステム２１は計算機システム運転
中，またはシステムダウン時に、バックアップメモリ５
上のシリンダ管理情報欄２２ａと空きシリンダリスト２
３ａをアクセスするものである。

【００７０】今、ファイルシステム２１がディスク装置
３に対して新規のファイルを書き込んでいく処理を図１
０に従って説明する。図１０は、図８に於けるＸ１の部
位に挿入される処理フローである。ディスク装置３に対
して入出力要求が発生した場合、その要求が新規のファ
イルの書き込みの場合、空きシリンダリスト２３ａをチ
ェックし、空きシリンダが存在すれば（ステップＳ２１
でＹＥＳの場合）、そのシリンダにファイルを書き込む
（ステップＳ２２）。単一シリンダに入らないファイル
は複数のシリンダを使用してファイルを書き込む。使用
したシリンダは空きシリンダリスト２３ａからはずし、
そのシリンダのシリンダ管理情報欄２２ａの残ブロック
数とディスクヘッド位置を更新する（ステップＳ２
３）。そのあと、図８のＸ２部位に戻る。

【００７１】つまり、ファイルをディスク装置上に書き
込む場合そのファイルが単一シリンダに収まるのが理想
である。（ヘッドの移動がいらないため）。そこで、新
規ファイルをディスク装置上に格納する場合、まずは空
きシリンダリスト２３ａをチェックし、空きシリンダが
あれば、そのシリンダにファイルを書き込み、そのシリ
ンダ番号はリスト２３ａからはずす。同時に、そのシリ
ンダの未使用ブロック数をメンテナンスする（シリンダ
管理情報欄２２ａを更新）。その後のファイルサイズの
増加にもある程度対応させるため、空きシリンダリスト
２３ａが無くなるまでは１シリンダ１ファイルの法則に
則って書き込む。空きシリンダが無くなった後の書き込
みの法則は実施例５と同じであり、そのため、シリンダ
管理情報２２ａも逐次メンテナンスする。すなわち、本
実施例では、新規のファイルの書き込みを行なう場合、
まず空きシリンダに書き込むことが効率的であるので、
空きシリンダリスト参照して空きシリンダからまず書き
込みを実施しようとする技術思想である。すなわち、実
施例５が、ディスクヘッド位置が近いシリンダだけに注
目しているのに対し、本実施例６では実施例５の処理の
前にまず空きシリンダに注目しているわけである。

【００７２】空きシリンダリスト２３のチェックで空き
シリンダが存在しない場合は（ステップＳ２１でＮＯの
場合）、［実施例５．］に説明した処理フローに戻る。

【００７３】

【発明の効果】以上説明した様に請求項１の発明によれ
ば、ミラー化を実現している各ディスク装置に対する書
き込み論理ブロックに関する情報をバックアップメモリ
に保持しておくことにより、計算機システムの故障時に
発生する各ディスク装置の内容不一致を、保持されてい
た情報に基づいてデータのコピーを行うことで復旧で
き、計算機システム全体の故障復旧時間を短縮できると
いう効果がある。

【００７４】請求項２によれば、各ディスク制御モジュ
ールを各ディスク装置毎に備えており、これら各モジュ
ールを起動させて互いのディスク装置の内容一致を図る
ディスク内容一致手段により、計算機システム全体の故
障復旧時間を短縮できる。

【００７５】請求項３によれば、請求項１あるいは請求
項２の構成において、計算機システムの初期化処理ルー
チンにより、ミラー化を実現する各ディスク装置の内容
を一致させることができる。

【００７６】請求項４によれば、各ディスク制御装置の
各バックアップメモリに保持させた情報を通信手段を介
して互いに送受させるようにして、この情報に基づいて
各ディスク装置のデータを一致させるので、計算機シス
テムが故障しても、ただちに各ディスク装置の内容を一
致させることができ、故障復旧時間を短縮できる。

【００７７】また、請求項５の発明によれば、ファイル
システムで使用するバッファキャッシュをバックアップ
メモリ上に設置し、さらにその上にあるブロック毎に、
ミラーディスクを構成する個々のディスク装置の書き込
み完了フラグを設けることにより、計算機システムの故
障時に発生する各ディスク装置の内容不一致を、バッフ
ァキャッシュ上の書き込み完了フラグがリセットされて
いないブロックのみをディスクに書き込むことにより復
旧でき、計算機システム全体の故障復旧時間を短縮でき
るという効果がある。

【００７８】また、請求項６の発明によれば、ディスク
装置上に新規の連続ファイルを書き込む時に、そのファ
イルのファイル管理情報をディスク装置上の管理エリア
以外の固定エリアに保存することによって、計算機シス
テムのファイルシステムの故障によりアクセスできなく
なったファイルを、速やかに復旧できるという効果があ
る。

【００７９】また、請求項７の発明によれば、計算機シ
ステムのファイルシステムの管理ブロック情報を、一定
周期でディスク装置上の管理エリア以外の固定エリアに
保存しておき、計算機システムのファイルシステムの故
障によりディスク装置にアクセスできなくなった場合
に、保存したおいた故障時直前の管理ブロック情報を管
理エリアに復活させることで、アクセスできなくなった
データ等を速やかに復旧できるという効果がある。

【００８０】また、請求項８の発明によれば、ディスク
装置上のシリンダ毎の残ブロック数を管理しておき、デ
ィスク装置に対してファイルを格納するとき、そのファ
イルのサイズが収まるシリンダに格納するという原則を
持たせることにより、ディスクの入出力時に無駄なシー
クが発生しないようにできる効果がある。

【００８１】請求項９によれば、請求項８に加え、まず
現存のディスクヘッド検出するようにして、このディス
クヘッドが位置しているシリンダからファイルの書き込
み対象シリンダとしてチェックしていくので、シークの
効率化が計れる。

【００８２】また、請求項１０の発明によれば、上記請
求項８の発明に加えて、さらに空きシリンダをチェック
して、１つの空きシリンダに対して、１ファイルを書き
込むという原則を加えることにより、よりディスク入出
力時の無駄なシークの発生を抑えることができる効果が
ある。

【００８３】請求項１１によれば、請求項８に加え、単
一シリンダに書き込めないファイルは分割して複数のシ
リンダに書き込むので、ファイル書き込みをすみやかに
実行できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の実施例１を示す構成図である。

【図２】 実施例１の処理内容を説明する流れ図であ
る。

【図３】 実施例１の処理内容を説明する流れ図であ
る。

【図４】 実施例２を示す構成図である。

【図５】 実施例３を示す構成図である。

【図６】 実施例４を示す構成図である。

【図７】 実施例５を示す構成図である。

【図８】 実施例５の処理内容を説明する流れ図であ
る。

【図９】 実施例６を示す構成図である。

【図１０】 同発明の実施例６の処理内容を説明する流
れ図である。

【図１１】 従来の磁気ディスク制御装置の一例を示す
構成図である。

【図１２】 従来の磁気ディスク制御装置の一例を示す
構成図である。

【図１３】 図１２の装置のアクセス状態を示す図表で
ある。

【符号の説明】

１Ａ〜１Ｆ ＣＰＵ、３，３ａ，３ｂ ディスク装置、
５ａ，５ｂ バックアップメモリ、６ａ，６ｂ ディス
ク書き込み中ブロック情報群、７ａ，７ｂ 通信手段、
８ ファイルシステム、９ バックアップメモリ、１０
バッファキャッシュ、１１ 書き込み完了フラグ、１
３ ファイルシステム、１４ 固定エリア、１５，１６
ロケーション管理情報（ファイル管理情報）、１８
ファイルシステムの管理エリア、１９ ファイルシステ
ム管理手段（復旧手段）、２０ ファイルシステム管理
エリアのコピー、２０ａ，２０ｂ ディスク制御装置、
２１ファイルシステム、２２ａ，２２ｂ シリンダ管理
情報欄、２３ａ，２３ｂ 空きシリンダリスト。

Claims (11)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 論理ブロック単位でデータの書き込みが
   行われる一対の同一なディスク装置を装備し、ＣＰＵは
   各ディスク装置に対して同一内容のデータの書き込みを
   行うことによりディスク装置のミラー化を実現している
   計算機システムにおけるディスク装置の制御装置に於い
   て、上記各ディスク装置に対するデータの書き込み時
   に、各ディスク装置の各書き込み論理ブロックに関する
   情報が格納されるとともに、データの書き込み完了時
   に、上記情報が抹消されるバッテリバックアップされた
   バックアップメモリと、上記計算機システムの故障発生
   時に、上記バックアップメモリに保持されている情報の
   有，無に基づいて、各ディスク装置のデータを一致させ
   るように各ディスク装置を制御するディスク内容一致手
   段とを備えたことを特徴とするディスク装置の制御装
   置。
2. 【請求項２】 論理ブロック単位でデータの書き込みが
   行われる一対の同一なディスク装置を装備し、ＣＰＵは
   各ディスク装置に対して同一内容のデータの書き込みを
   行うことによりディスク装置のミラー化を実現している
   計算機システムにおけるディスク装置の制御方法に於い
   て、各ディスク装置毎に、ディスク装置に対するデータ
   の書き込み時に、ディスク装置の各書き込み論理ブロッ
   クに関する情報が格納されるとともに、データの書き込
   み完了時に、上記情報が抹消されるバッテリバックアッ
   プされたバックアップメモリと、このバックアップメモ
   リに保持された情報を通信するための通信手段とを備え
   て成るディスク制御装置モジュールを設け、かつ計算機
   システムの故障時に、各ディスク制御装置モジュールを
   起動させて、各ディスク装置のデータを一致させるよう
   に各ディスク装置を制御するディスク内容一致手段を備
   えて成ることを特徴とするディスク装置の制御装置。
3. 【請求項３】 上記ディスク内容一致手段は、上記バッ
   クアップメモリに残っている情報をチェックして、当該
   情報の示す一方のディスク装置上の論理ブロックに対し
   て、この論理ブロックに相当する他方のディスク装置の
   論理ブロックからのデータを書き込むことを実施する初
   期化処理ルーチンにより構成されることを特徴とする請
   求項第１項又は第２項記載のディスク装置の制御装置。
4. 【請求項４】 論理ブロック単位でデータの書き込みが
   行われる一対の同一なディスク装置を装備し、ＣＰＵは
   各ディスク装置に対して同一内容のデータの書き込みを
   行うことによりディスク装置のミラー化を実現している
   計算機システムにおけるディスク装置の制御方法に於い
   て、上記ディスク装置に対するデータの書き込み時に、
   ディスク装置の各書き込み論理ブロックに関する情報が
   格納されるとともに、データの書き込み完了時に、上記
   情報が抹消されるバッテリバックアップされたバックア
   ップメモリと、このバックアップメモリに保持された情
   報を通信するための通信手段とを備えたディスク制御装
   置を、各ディスク装置毎に対応させて設けるようにし、
   計算機システムの故障発生時に、各ディスク制御装置の
   各バックアップメモリに保持された情報を、各通信手段
   を介して各ディスク制御装置間で互いに送受させるよう
   にし、この送受される情報に基づいて、各ディスク装置
   のデータを一致させるようにしたことを特徴とするディ
   スク装置の制御方法。
5. 【請求項５】 論理ブロック単位でデータの書き込みが
   行われる一対の同一なディスク装置を装備し、ＣＰＵは
   ファイルシステムにより各ディスク装置に対して同一内
   容のデータ書き込みを行うことによりディスク装置のミ
   ラー化を実現している計算機システムにおけるディスク
   装置の制御方法に於いて、上記ファイルシステムからデ
   ィスク装置に対して書き込み要求を行う場合にディスク
   装置のデータの入出力を高速にするためのバッファキャ
   ッシュを、バッテリバックアップされたバックアップメ
   モリ上に置き、バッファキャッシュ上に設定される各デ
   ィスク装置の論理ブロックに関する情報が示すディスク
   装置上の論理ブロックへの実際のデータ書き込み状況を
   管理するためのフラグを設定し、計算機システムの故障
   時に、上記フラグの有，無に基づいて、各ディスク装置
   のデータを一致させるようにしたことを特徴とするディ
   スク装置の制御方法。
6. 【請求項６】 ファイルサイズが固定で、ディスク装置
   上には連続的に格納されている連続ファイルの管理を、
   ディスク装置上の管理エリアに格納された管理ブロック
   情報に基づいて実施している計算機システムにおけるデ
   ィスク装置の制御方法に於いて、ディスク装置上に存在
   する連続ファイルの先頭ブロックとファイルのサイズ等
   のファイル管理情報をディスク装置上の上記管理エリア
   以外の領域に保存しておくようにして、計算機システム
   の破壊が発生したときに、上記保存しておいたファイル
   管理情報に基づいて、上記ディスク装置上のファイルを
   アクセスするようにしたことを特徴とするディスク装置
   の制御方法。
7. 【請求項７】 ファイルサイズが固定で、ディスク装置
   上には連続的に格納されている連続ファイルの管理を、
   ディスク装置上の管理エリアに格納された管理ブロック
   情報に基づいて実施している計算機システムにおけるデ
   ィスク装置の制御装置に於いて、上記管理ブロック情報
   を、磁気ディスク装置上の上記管理エリア以外の別領域
   に一定周期でバックアップコピーするとともに、計算機
   システムの破壊が発生したときには、この破壊発生直前
   にコピーされた最新の管理ブロック情報を磁気ディスク
   装置上の管理エリアにライトバックする復旧手段を備え
   たことを特徴とするディスク装置の制御装置。
8. 【請求項８】 ディスク装置上のシリンダ毎の書き込ま
   れていない論理ブロック数を管理し、書き込み要求のあ
   る新規のファイルをディスク装置に格納するときは、そ
   のファイルのサイズとシリンダ毎の残論理ブロック数と
   を比較していき、ファイルのサイズより大きなエリアを
   残すシリンダに新規のファイルを格納するようにディス
   ク装置を制御する制御手段を備えたことを特徴とするデ
   ィスク装置の制御装置。
9. 【請求項９】 制御手段は、新規のファイルの書き込み
   要求があった場合、シリンダ管理情報に基づいて、現在
   のディスクヘッドの位置情報よりディスクヘッドの位置
   しているシリンダを算出して、このシリンダを新規のフ
   ァイルの最初の書き込み対象場所として選択することを
   特徴とする請求項８項記載のディスク装置の制御装置。
10. 【請求項１０】 制御手段は、新規のファイルの書き込
    み要求があった場合、空きシリンダ情報に基づいて、空
    きシリンダが存在していれば、１つの空きシリンダに新
    規のファイル１つを書き込むことを特徴とする請求項８
    項記載のディスク装置の制御装置。
11. 【請求項１１】 制御手段は、さらに、新規のファイル
    を格納する場合に、単一のシリンダに新規のファイルを
    書き込むことができない時には、複数のシリンダに分割
    して書き込むことを特徴とする請求項第８項記載のディ
    スク装置の制御装置。