JP2003345526A - 記憶装置 - Google Patents
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- JP2003345526A JP2003345526A JP2002154944A JP2002154944A JP2003345526A JP 2003345526 A JP2003345526 A JP 2003345526A JP 2002154944 A JP2002154944 A JP 2002154944A JP 2002154944 A JP2002154944 A JP 2002154944A JP 2003345526 A JP2003345526 A JP 2003345526A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 磁気記憶装置のデータを確実に消去する場合
には、磁気記憶媒体の全領域に対して消去処理を行う必
要があり、大容量の磁気記憶装置では、この処理に長い
時間がかかる。 【解決手段】 計算機からのリード要求に対して、ビッ
トマップメモリの値により、磁気記憶媒体からデータを
読み出すことなく０をデータとして返し、ライト要求を
受けると磁気記憶媒体にライトデータを書き込み、ビッ
トマップメモリの値を変更する。データ消去要求を受け
ると全ビットマップメモリの値を変更して、ライト要求
によりビットマップメモリの値が変更されるまで、リー
ド要求に対して磁気記憶媒体からデータを読み出すこと
なく０をデータとして返す。
には、磁気記憶媒体の全領域に対して消去処理を行う必
要があり、大容量の磁気記憶装置では、この処理に長い
時間がかかる。 【解決手段】 計算機からのリード要求に対して、ビッ
トマップメモリの値により、磁気記憶媒体からデータを
読み出すことなく０をデータとして返し、ライト要求を
受けると磁気記憶媒体にライトデータを書き込み、ビッ
トマップメモリの値を変更する。データ消去要求を受け
ると全ビットマップメモリの値を変更して、ライト要求
によりビットマップメモリの値が変更されるまで、リー
ド要求に対して磁気記憶媒体からデータを読み出すこと
なく０をデータとして返す。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、記憶装置における
データ消去方法及びその方法を用いた記憶装置に関す
る。
データ消去方法及びその方法を用いた記憶装置に関す
る。
【０００２】
【従来の技術】近年の情報化に伴うデータ量の増加に伴
って、企業が、従来所持している記憶装置を、より大容
量の記憶装置に交換することが頻繁に起こっている。こ
の場合、従来使用していた記憶装置のデータのみを消去
して、記憶装置そのものは廃棄せずに再利用する場合が
多い。
って、企業が、従来所持している記憶装置を、より大容
量の記憶装置に交換することが頻繁に起こっている。こ
の場合、従来使用していた記憶装置のデータのみを消去
して、記憶装置そのものは廃棄せずに再利用する場合が
多い。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】記憶装置が有するデー
タを消去する場合、いくつかの方法がある。まず、ファ
イルシステムのフォーマットコマンドなどにより、記憶
装置のデータを消去する方法がある。しかし、この方法
だと、ファイルシステムの管理情報のみが書き換えら
れ、記憶装置に格納されたデータは実際には消去されな
い。したがって、外部装置から記憶装置に対して直接リ
ードコマンドが発行されると、消去されたはずのデータ
を読み出すことができ、データの機密性に問題が生ず
る。
タを消去する場合、いくつかの方法がある。まず、ファ
イルシステムのフォーマットコマンドなどにより、記憶
装置のデータを消去する方法がある。しかし、この方法
だと、ファイルシステムの管理情報のみが書き換えら
れ、記憶装置に格納されたデータは実際には消去されな
い。したがって、外部装置から記憶装置に対して直接リ
ードコマンドが発行されると、消去されたはずのデータ
を読み出すことができ、データの機密性に問題が生ず
る。
【０００４】これを解決するためには、記憶装置に記録
されているデータ自身を消去する必要がある。記憶装置
のデータ自身を消去するには、記憶媒体上の記憶領域、
例えば全セクタに対して０を書き込むか、ＳＣＳＩに対
応する記憶装置である場合には、Ｆｏｒｍａｔ Ｕｎｉ
ｔ（オペレーションコード０４ｈ）コマンドを実行する
必要がある。
されているデータ自身を消去する必要がある。記憶装置
のデータ自身を消去するには、記憶媒体上の記憶領域、
例えば全セクタに対して０を書き込むか、ＳＣＳＩに対
応する記憶装置である場合には、Ｆｏｒｍａｔ Ｕｎｉ
ｔ（オペレーションコード０４ｈ）コマンドを実行する
必要がある。
【０００５】しかしながら、この処理は、記録媒体の全
領域に対して実際に０というデータを書き込む。したが
って、この処理を大容量の記憶装置に対して実行する
と、処理が終了するまでに長い時間がかかってしまうと
いう問題がある。
領域に対して実際に０というデータを書き込む。したが
って、この処理を大容量の記憶装置に対して実行する
と、処理が終了するまでに長い時間がかかってしまうと
いう問題がある。
【０００６】本発明の目的は、記憶装置の高速データ消
去手段を提供することである。
去手段を提供することである。
【０００７】
【課題を解決するための手段】本発明における記憶装置
は、記憶装置が有する記憶領域に対応する情報、例えば
ビットマップを格納するメモリを有し、このビットマッ
プメモリにより、データの消去状態を管理する。
は、記憶装置が有する記憶領域に対応する情報、例えば
ビットマップを格納するメモリを有し、このビットマッ
プメモリにより、データの消去状態を管理する。
【０００８】具体的には、記憶装置は、計算機から記憶
装置に対するリード要求に対して、次の処理を行う。
装置に対するリード要求に対して、次の処理を行う。
【０００９】リード要求先の記憶領域に対応するビット
マップメモリの値が所定の値、例えば０のときは、記憶
媒体からデータを読み出すことなく、計算機に対して０
のデータを送信し、ビットマップメモリの値が他の所定
の値、例えば１のときは、記憶領域から読み出したデー
タを計算機に送信する。
マップメモリの値が所定の値、例えば０のときは、記憶
媒体からデータを読み出すことなく、計算機に対して０
のデータを送信し、ビットマップメモリの値が他の所定
の値、例えば１のときは、記憶領域から読み出したデー
タを計算機に送信する。
【００１０】さらに、本発明においては、データ消去要
求を受け取った記憶装置は、全ビットマップメモリの値
を所定の値、例えば０にすることにより、磁気記憶装置
のデータを読み出せないようにする。
求を受け取った記憶装置は、全ビットマップメモリの値
を所定の値、例えば０にすることにより、磁気記憶装置
のデータを読み出せないようにする。
【００１１】尚、ビットマップに対応する記憶領域の単
位は、シリンダでも、特定の数のセクタでも良い。
位は、シリンダでも、特定の数のセクタでも良い。
【００１２】
【発明の実施の形態】図１は、本発明を適用した磁気記
憶装置のブロック図である。磁気記憶装置１０００は、
プロセッサ１１００、ファイバーチャネルインターフェ
イス（以後Ｉ／Ｆと略す）１２００、ビットマップメモ
リ１３００、キャッシュメモリ１４００、磁気記憶媒体
リード・ライト回路１５００、及び磁気記憶媒体１６０
０を有する。尚、本実施形態では磁気記憶装置について
説明するが、本発明は磁気記憶装置に限定されない。
憶装置のブロック図である。磁気記憶装置１０００は、
プロセッサ１１００、ファイバーチャネルインターフェ
イス（以後Ｉ／Ｆと略す）１２００、ビットマップメモ
リ１３００、キャッシュメモリ１４００、磁気記憶媒体
リード・ライト回路１５００、及び磁気記憶媒体１６０
０を有する。尚、本実施形態では磁気記憶装置について
説明するが、本発明は磁気記憶装置に限定されない。
【００１３】ファイバーチャネルＩ／Ｆ１２００は、計
算機１００に接続される。計算機１００は、ファイバー
チャネルＩ／Ｆ１２００を介して、磁気記憶装置１００
０に対してデータの入出力を行う。尚、磁気記憶装置１
０００が有する計算機とのインターフェイスは、ファイ
バーチャネルに限らない。又、計算機１００は、演算部
を有していれば良く、一般のコンピュータでも、ＲＡＩ
Ｄコントローラ等といった、記憶装置システムの制御部
でも良い。
算機１００に接続される。計算機１００は、ファイバー
チャネルＩ／Ｆ１２００を介して、磁気記憶装置１００
０に対してデータの入出力を行う。尚、磁気記憶装置１
０００が有する計算機とのインターフェイスは、ファイ
バーチャネルに限らない。又、計算機１００は、演算部
を有していれば良く、一般のコンピュータでも、ＲＡＩ
Ｄコントローラ等といった、記憶装置システムの制御部
でも良い。
【００１４】図２は、磁気記憶媒体１５００とビットマ
ップメモリ１３００との関係を説明する図である。磁気
記録媒体は、複数枚の円盤状のプラッタ２０００及び軸
２０１０を有する。プラッタ２０００上は、同心円状の
トラック２０２０に分けられており、トラック２０２０
は、さらに円弧状のセクタ２０３０に分けられている。
ップメモリ１３００との関係を説明する図である。磁気
記録媒体は、複数枚の円盤状のプラッタ２０００及び軸
２０１０を有する。プラッタ２０００上は、同心円状の
トラック２０２０に分けられており、トラック２０２０
は、さらに円弧状のセクタ２０３０に分けられている。
【００１５】セクタ２０３０には、トラック２０２０上
での位置を特定するため、１つのトラックごとにセクタ
番号が振られている。トラック２０２０には、外側から
順に番号がふられ、これをトラック番号と呼ぶ。１枚の
プラッタ２０００は、上下二面の記録面を有する。ま
た、記憶装置１６００は、プラッタ２０００の一つの記
録面ごとに情報の読み書きを行うヘッドを有している。
各々のヘッドにはヘッド番号がつけられており、ヘッド
番号によってプラッタ２０００上の記録面が特定され
る。
での位置を特定するため、１つのトラックごとにセクタ
番号が振られている。トラック２０２０には、外側から
順に番号がふられ、これをトラック番号と呼ぶ。１枚の
プラッタ２０００は、上下二面の記録面を有する。ま
た、記憶装置１６００は、プラッタ２０００の一つの記
録面ごとに情報の読み書きを行うヘッドを有している。
各々のヘッドにはヘッド番号がつけられており、ヘッド
番号によってプラッタ２０００上の記録面が特定され
る。
【００１６】トラック番号が同じであり、プラッタ２０
００を重ねたときに円筒状になる一連のトラック２０２
０をまとめてシリンダ２０４０と呼ぶ。シリンダ２０４
０には、トラック２０２０と同じように、外側からシリ
ンダ番号がふられる。したがって、シリンダ番号によっ
てトラック２０２０を指定することができる。
００を重ねたときに円筒状になる一連のトラック２０２
０をまとめてシリンダ２０４０と呼ぶ。シリンダ２０４
０には、トラック２０２０と同じように、外側からシリ
ンダ番号がふられる。したがって、シリンダ番号によっ
てトラック２０２０を指定することができる。
【００１７】磁気記憶装置１６００へのデータの記録及
びデータの読み出しは、磁気記録媒体２０００のセクタ
２０３０を単位として行われる。磁気記憶装置１６００
に対してデータの入出力を行う計算機１００は、セクタ
２０３０を指定してデータのリードおよびライトを行
う。通常、１セクタのサイズは固定であり、そのサイズ
は５１２バイトである。
びデータの読み出しは、磁気記録媒体２０００のセクタ
２０３０を単位として行われる。磁気記憶装置１６００
に対してデータの入出力を行う計算機１００は、セクタ
２０３０を指定してデータのリードおよびライトを行
う。通常、１セクタのサイズは固定であり、そのサイズ
は５１２バイトである。
【００１８】セクタの指定方法は、セクタに振られた通
し番号を指定するＬＢＡ（Ｌｏｇｉｃａｌ Ｂｌｏｃｋ
Ａｄｄｒｅｓｓ）による方法と、シリンダ番号
（Ｃ）、ヘッド番号（Ｈ）、セクタ番号（Ｓ）を指定す
るＣＨＳによる方法の２つがある。ＣＨＳに基づくセク
タ２０３０を示すアドレス（Ｃ，Ｈ，Ｓ）からＬＢＡに
基づいて示されるセクタ２０３０の通し番号ＬＢＡへの
変換は、次の計算式によって行われる。
し番号を指定するＬＢＡ（Ｌｏｇｉｃａｌ Ｂｌｏｃｋ
Ａｄｄｒｅｓｓ）による方法と、シリンダ番号
（Ｃ）、ヘッド番号（Ｈ）、セクタ番号（Ｓ）を指定す
るＣＨＳによる方法の２つがある。ＣＨＳに基づくセク
タ２０３０を示すアドレス（Ｃ，Ｈ，Ｓ）からＬＢＡに
基づいて示されるセクタ２０３０の通し番号ＬＢＡへの
変換は、次の計算式によって行われる。
【００１９】ＬＢＡ＝（Ｈ＋Ｃ×総ヘッド数）×トラッ
クあたりセクタ数＋Ｓ また、ＬＢＡから（Ｃ，Ｈ，Ｓ）への変換は、次の計算
式によって行われる。
クあたりセクタ数＋Ｓ また、ＬＢＡから（Ｃ，Ｈ，Ｓ）への変換は、次の計算
式によって行われる。
【００２０】Ｃ＝ＬＢＡ／（トラックあたりセクタ数×
総ヘッド数） Ｈ＝（ＬＢＡ／トラックあたりセクタ数） ％ 総ヘッ
ド数 Ｓ＝ＬＢＡ ％ トラックあたりセクタ数＋１ 尚、A%Bは、AをBで割ったときの余りを表す。
総ヘッド数） Ｈ＝（ＬＢＡ／トラックあたりセクタ数） ％ 総ヘッ
ド数 Ｓ＝ＬＢＡ ％ トラックあたりセクタ数＋１ 尚、A%Bは、AをBで割ったときの余りを表す。
【００２１】本実施形態では、計算機１００はＬＢＡに
基づいてセクタ２０３０を特定して磁気記憶装置にデー
タの入出力を行う。
基づいてセクタ２０３０を特定して磁気記憶装置にデー
タの入出力を行う。
【００２２】ビットマップメモリ１４００には、先頭ビ
ットから順にシリンダ番号に対応するビットマップが格
納される。あるビットが０である場合には、そのビット
に対応するシリンダ２０４０に属するセクタ２０３０に
対する計算機１００のリード要求に対して、磁気記憶装
置１６００がリードデータとして０を返すことを表して
いる。たとえば、図２では、ビットマップメモリ１３０
０の先頭から３番目のビットの値が０であるから、外側
から３番目のシリンダ２０４０に属するセクタ２０３０
に対するリード要求に対して、磁気記憶装置１０００
は、０の値を返す。
ットから順にシリンダ番号に対応するビットマップが格
納される。あるビットが０である場合には、そのビット
に対応するシリンダ２０４０に属するセクタ２０３０に
対する計算機１００のリード要求に対して、磁気記憶装
置１６００がリードデータとして０を返すことを表して
いる。たとえば、図２では、ビットマップメモリ１３０
０の先頭から３番目のビットの値が０であるから、外側
から３番目のシリンダ２０４０に属するセクタ２０３０
に対するリード要求に対して、磁気記憶装置１０００
は、０の値を返す。
【００２３】キャッシュメモリ１４００は、磁気記録媒
体１６００に対するリードおよびライトを高速化するた
めに使用される。磁気記憶媒体リード・ライト回路１６
００は、計算機１００から受信したデータを、磁気記録
媒体１６００へ書き込むデータの形式に変換する。プロ
セッサ１１００は、磁気記憶装置１０００が有する各回
路の制御を行う。
体１６００に対するリードおよびライトを高速化するた
めに使用される。磁気記憶媒体リード・ライト回路１６
００は、計算機１００から受信したデータを、磁気記録
媒体１６００へ書き込むデータの形式に変換する。プロ
セッサ１１００は、磁気記憶装置１０００が有する各回
路の制御を行う。
【００２４】次に、磁気記憶装置１０００によるリード
・ライト要求処理について説明する。磁気記憶装置１０
００は、ファイバーチャネルＩ／Ｆ１２００により、リ
ードおよびライト処理要求を受け取る。図３は、磁気記
憶装置１０００におけるリード処理の手順を示す図であ
る。リード要求を受け取ると、プロセッサ１１００は、
図３のリード要求処理３０００を実行する。
・ライト要求処理について説明する。磁気記憶装置１０
００は、ファイバーチャネルＩ／Ｆ１２００により、リ
ードおよびライト処理要求を受け取る。図３は、磁気記
憶装置１０００におけるリード処理の手順を示す図であ
る。リード要求を受け取ると、プロセッサ１１００は、
図３のリード要求処理３０００を実行する。
【００２５】プロセッサ１１００は、計算機１００のリ
ード要求コマンドで指定されるＬＢＡから、データ読み
出し対象のセクタ２０３０の属するシリンダ番号を取得
する。シリンダ番号の取得は、先に説明したＬＢＡと
（Ｃ，Ｈ，Ｓ）との変換式によって行うことができる
（ステップ３１００）。
ード要求コマンドで指定されるＬＢＡから、データ読み
出し対象のセクタ２０３０の属するシリンダ番号を取得
する。シリンダ番号の取得は、先に説明したＬＢＡと
（Ｃ，Ｈ，Ｓ）との変換式によって行うことができる
（ステップ３１００）。
【００２６】プロセッサ１１００は、先に取得されたシ
リンダ番号Ｃに対応するビットメモリの値を読み出す
（ステップ３２００）。読み出したビットマップメモリ
１３００のシリンダ番号Ｃに対応するビットの値が０で
ある場合には、プロセッサ１１００は、実際にセクタ２
０３０に格納されているデータの内容に関係なく、全て
０のデータを計算機１００に返して処理を終了する（ス
テップ３３００）。
リンダ番号Ｃに対応するビットメモリの値を読み出す
（ステップ３２００）。読み出したビットマップメモリ
１３００のシリンダ番号Ｃに対応するビットの値が０で
ある場合には、プロセッサ１１００は、実際にセクタ２
０３０に格納されているデータの内容に関係なく、全て
０のデータを計算機１００に返して処理を終了する（ス
テップ３３００）。
【００２７】ステップ３２００で、シリンダ番号Ｃに対
応するビットの値が１である場合には、プロセッサ１１
００は、リード命令に対応する磁気記憶媒体上のセクタ
２０３０のデータを読み出すよう、磁気記憶媒体１６０
０等を制御し、読み出されたデータを計算機１００送信
する（ステップ３４００）。
応するビットの値が１である場合には、プロセッサ１１
００は、リード命令に対応する磁気記憶媒体上のセクタ
２０３０のデータを読み出すよう、磁気記憶媒体１６０
０等を制御し、読み出されたデータを計算機１００送信
する（ステップ３４００）。
【００２８】図４は、磁気記憶装置１０００のライト処
理の手順を示す図である。ライト要求を受け取ると、プ
ロセッサ１１００は、図４に示されるライト要求処理４
０００を実行する。
理の手順を示す図である。ライト要求を受け取ると、プ
ロセッサ１１００は、図４に示されるライト要求処理４
０００を実行する。
【００２９】ライト要求を受け取ったプロセッサ１１０
０は、ライト要求コマンドで指定されるＬＢＡからライ
ト対象のセクタの属するシリンダ番号を取得する。シリ
ンダ番号の取得は、先に説明したＬＢＡと（Ｃ，Ｈ，
Ｓ）との変換式によって行うことができる（ステップ４
１００）。
０は、ライト要求コマンドで指定されるＬＢＡからライ
ト対象のセクタの属するシリンダ番号を取得する。シリ
ンダ番号の取得は、先に説明したＬＢＡと（Ｃ，Ｈ，
Ｓ）との変換式によって行うことができる（ステップ４
１００）。
【００３０】プロセッサ１１００は、ライト要求に対応
するシリンダ番号Ｃに対応するビットマップメモリ１３
００の値を読み出す（ステップ４２００）。読み出した
ビットの値が０である場合には、プロセッサ１１００
は、対応するシリンダ番号Ｃに属するセクタ２０３０に
対して、ライト要求のあるセクタ２０３０には計算機１
００から受け取ったデータを、その他のセクタには０を
書き込む（ステップ４３００）。その後、プロセッサ１
１００は、シリンダ番号Ｃに対応するビットマップメモ
リ１３００のビットの値を１にして処理を終了する（ス
テップ４４００）。
するシリンダ番号Ｃに対応するビットマップメモリ１３
００の値を読み出す（ステップ４２００）。読み出した
ビットの値が０である場合には、プロセッサ１１００
は、対応するシリンダ番号Ｃに属するセクタ２０３０に
対して、ライト要求のあるセクタ２０３０には計算機１
００から受け取ったデータを、その他のセクタには０を
書き込む（ステップ４３００）。その後、プロセッサ１
１００は、シリンダ番号Ｃに対応するビットマップメモ
リ１３００のビットの値を１にして処理を終了する（ス
テップ４４００）。
【００３１】一方、ステップ４２００でシリンダ番号Ｃ
に対応するビットマップメモリ１３００の値が１である
場合には、プロセッサ１１００は、磁気記憶媒体１６０
０のセクタ１３００に、計算機１００から受信したデー
タを書き込み、処理を終了する（ステップ４５００）。
に対応するビットマップメモリ１３００の値が１である
場合には、プロセッサ１１００は、磁気記憶媒体１６０
０のセクタ１３００に、計算機１００から受信したデー
タを書き込み、処理を終了する（ステップ４５００）。
【００３２】また、プロセッサ１１００は、計算機１０
０からデータ消去要求を受け取ると、ビットマップメモ
リ１３００が有する全てのビットの値を０にする。
０からデータ消去要求を受け取ると、ビットマップメモ
リ１３００が有する全てのビットの値を０にする。
【００３３】尚、計算機１００からのデータ消去要求
は、磁気記憶装置１０００がＳＣＳＩ装置である場合に
は、Ｆｏｒｍａｔ Ｕｎｉｔコマンド（オペレーション
コード０４ｈ）を割り当てることができる。具体的に
は、磁気記憶装置１０００は、Ｆｏｒｍａｔ Ｕｎｉｔ
コマンドを受け取った場合に、ビットマップメモリ１３
００の全ての値を０にする。
は、磁気記憶装置１０００がＳＣＳＩ装置である場合に
は、Ｆｏｒｍａｔ Ｕｎｉｔコマンド（オペレーション
コード０４ｈ）を割り当てることができる。具体的に
は、磁気記憶装置１０００は、Ｆｏｒｍａｔ Ｕｎｉｔ
コマンドを受け取った場合に、ビットマップメモリ１３
００の全ての値を０にする。
【００３４】さらに、磁気記憶装置１０００にファイバ
ーチャネルＩ／Ｆ１２００以外の外部Ｉ／Ｆがある場合
には、磁気記憶装置１０００は、そのＩ／Ｆからデータ
消去要求を受け付けるように構成することもできる。
ーチャネルＩ／Ｆ１２００以外の外部Ｉ／Ｆがある場合
には、磁気記憶装置１０００は、そのＩ／Ｆからデータ
消去要求を受け付けるように構成することもできる。
【００３５】本実施形態により、磁気記憶装置１０００
は、データ消去要求を受け取った後は、任意のセクタに
対する計算機１００のリード要求に対して、０のデータ
を返す。したがって、計算機１００は、磁気記憶媒体１
６００に記録されているデータをリード要求によって読
み出すことができなくなる。
は、データ消去要求を受け取った後は、任意のセクタに
対する計算機１００のリード要求に対して、０のデータ
を返す。したがって、計算機１００は、磁気記憶媒体１
６００に記録されているデータをリード要求によって読
み出すことができなくなる。
【００３６】また、磁気記憶装置１０００でのデータの
消去は、ビットマップメモリ１３００の値を０にするだ
けなので、セクタ２０３０全てに０を書き込むという方
法に比べると、大容量の磁気記憶装置に対しても高速に
実行することができる。
消去は、ビットマップメモリ１３００の値を０にするだ
けなので、セクタ２０３０全てに０を書き込むという方
法に比べると、大容量の磁気記憶装置に対しても高速に
実行することができる。
【００３７】尚、本実施形態では、シリンダ２０４０毎
にビットマップを対応させたが、セクタ２０３０をある
範囲ごとに分割し、分割されたセクタ２０３０ごとにビ
ットマップのビットを対応させることもできる。たとえ
ば、１０００個のセクタを有する磁気記録装置で、１か
ら１００、１０１から２００、２０１から３００、３０
１から４００…のようにセクタ２０３０を分割する。そ
して、１０個のビットを有するビットマップメモリを用
意し、分割したセクタごとに、１つのビットを対応させ
る。さらに、磁気記憶装置１０００で、計算機１００が
指定するセクタ２０３０が、分割されたセクタ群うち、
どのセクタ群に属するかを判定し、対応するビットマッ
プメモリを参照して、データを読み出す。尚、一つのセ
クタに一つのビットを対応させても良い。
にビットマップを対応させたが、セクタ２０３０をある
範囲ごとに分割し、分割されたセクタ２０３０ごとにビ
ットマップのビットを対応させることもできる。たとえ
ば、１０００個のセクタを有する磁気記録装置で、１か
ら１００、１０１から２００、２０１から３００、３０
１から４００…のようにセクタ２０３０を分割する。そ
して、１０個のビットを有するビットマップメモリを用
意し、分割したセクタごとに、１つのビットを対応させ
る。さらに、磁気記憶装置１０００で、計算機１００が
指定するセクタ２０３０が、分割されたセクタ群うち、
どのセクタ群に属するかを判定し、対応するビットマッ
プメモリを参照して、データを読み出す。尚、一つのセ
クタに一つのビットを対応させても良い。
【００３８】さらに、ＲＡＩＤ技術により複数の磁気記
憶装置をコントローラで制御して、論理的な磁気記録装
置を計算機に提供するディスクアレイサブシステムで
は、ディスクアレイサブシステムが提供する論理的な磁
気記憶装置の記憶領域をある範囲に分割してビットマッ
プで管理することにより、本発明を適用することができ
る。
憶装置をコントローラで制御して、論理的な磁気記録装
置を計算機に提供するディスクアレイサブシステムで
は、ディスクアレイサブシステムが提供する論理的な磁
気記憶装置の記憶領域をある範囲に分割してビットマッ
プで管理することにより、本発明を適用することができ
る。
【００３９】
【発明の効果】本発明によれば、高速なデータ消去手段
を備える記憶装置を提供することができる。
を備える記憶装置を提供することができる。
【図１】本発明の磁気記憶装置の構成図である。
【図２】磁気記憶媒体とビットマップメモリを説明する
図である。
図である。
【図３】リード要求処理の処理フロー図である。
【図４】ライト要求処理の処理フロー図である。
１００…計算機、１０００…磁気記憶装置、１１００…
プロセッサ、１３００…ビットマップメモリ、１６００
…磁気記憶媒体。
プロセッサ、１３００…ビットマップメモリ、１６００
…磁気記憶媒体。
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(51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考）
Ｇ１１Ｂ 20/10 ３１１ Ｇ１１Ｂ 20/10 ３１１
(72)発明者 大枝 高
神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地 株
式会社日立製作所システム開発研究所内
Ｆターム(参考） 5B060 AB30
5B065 BA01 CA12 CC08 CH20 PA04
5D044 BC01 BC04 CC01 CC04 DE01
EF10 HL01
Claims (12)
- 【請求項１】外部装置とのインターフェイスと、記憶媒
体と、プロセッサとを有する記憶装置であって、 前記記憶媒体が有する記憶領域に対応する情報を有する
メモリを有し、 前記プロセッサは、 前記外部装置から入力されるデータ読み出し命令に対し
て、 前記データ読み出し命令に対応する記憶領域に対応する
前記情報に従って、前記記憶領域に格納されたデータを
前記外部装置に転送するか、前記記憶領域に格納された
データとは無関係な所定の値を前記外部装置に転送する
ことを特徴とする記憶装置。 - 【請求項２】前記外部装置からデータを消去する命令を
受け取った場合、前記メモリに格納された情報を全て所
定の値とすることを特徴とする請求項１記載の記憶装
置。 - 【請求項３】前記記憶領域は、シリンダ単位に分割され
ていることを特徴とする請求項２記載の記憶装置。 - 【請求項４】前記記憶領域は、所定の数のセクタ単位で
あることを特徴とする背急行２記載の記憶装置。 - 【請求項５】前記所定の値とは、０であることを特徴と
する請求項２記載の記憶装置。 - 【請求項６】外部装置とのインターフェイスと、記憶媒
体と、プロセッサとを有する記憶装置であって、 前記記憶媒体が有する記憶領域に対応する情報を有する
メモリを有し、前記プロセッサは、 前記外部装置から入力されるデータ消去命令に対して、 前記メモリの値を所定の値とすることを特徴とする記憶
装置。 - 【請求項７】前記記憶媒体は、磁気記憶媒体であること
を特徴とする、請求項１から６記載の記憶装置。 - 【請求項８】計算機とインターフェイスを介して接続さ
れ、計算機からの要求に応じてブロック単位でデータ入
出力を行う磁気記憶装置において、 該磁気記憶装置が有する記憶領域を複数のグループに分
類し、グループ化された記憶領域の集合ごとに対応する
ビットマップメモリを有し、 前記計算機からある前記記憶領域に対するリード要求が
あった場合に、前記ビットマップメモリの値を参照し、 前記ビットマップメモリの値によって、０のデータを前
記計算機に送信することを特徴とする磁気記憶装置。 - 【請求項９】前記計算機からデータ消去要求を受け取
り、ビットマップメモリの値を変更して、磁気記憶媒体
に記憶されているデータを読み出せなくする手段を有す
ることを特徴とする請求項８記載の磁気記憶装置。 - 【請求項１０】前記インターフェイスとは別のインター
フェイスを有し、前記別のインターフェイスを介してデ
ータ消去要求を受け取り、前記ビットマップメモリの値
を変更して、磁気記憶媒体に記憶されているデータを読
み出せなくする手段を有することを特徴とする請求項９
記載の磁気記憶装置。 - 【請求項１１】前記記憶領域の分類をシリンダごとに行
うことを特徴とする請求項１０記載の磁気記憶装置。 - 【請求項１２】外部装置とのインターフェイスと、記憶
媒体と、プロセッサとを有する記憶装置におけるデータ
消去方法であって、 前記記憶媒体が有する記憶領域に対応する情報を有する
メモリを有し、 前記プロセッサは、 前記外部装置から入力されるデータ消去命令に対して、
前記メモリの値を所定の値とすることを特徴とするデー
タ消去方法。
Priority Applications (4)
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|---|---|---|---|
| JP2002154944A JP4228590B2 (ja) | 2002-05-29 | 2002-05-29 | 記憶装置 |
| US10/225,159 US7152144B2 (en) | 2002-05-29 | 2002-08-22 | Centralized storage management method |
| EP02018810A EP1367481A3 (en) | 2002-05-29 | 2002-08-22 | Centralized storage management method |
| US11/633,512 US20070079078A1 (en) | 2002-05-29 | 2006-12-05 | Centralized storage management method |
Applications Claiming Priority (1)
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|---|---|---|---|
| JP2002154944A JP4228590B2 (ja) | 2002-05-29 | 2002-05-29 | 記憶装置 |
Publications (3)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2003345526A true JP2003345526A (ja) | 2003-12-05 |
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| JP4228590B2 JP4228590B2 (ja) | 2009-02-25 |
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Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2002154944A Expired - Fee Related JP4228590B2 (ja) | 2002-05-29 | 2002-05-29 | 記憶装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
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| JP (1) | JP4228590B2 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7873870B2 (en) | 2008-09-19 | 2011-01-18 | Hitachi, Ltd. | Storage controller and data erasing method for storage device |
-
2002
- 2002-05-29 JP JP2002154944A patent/JP4228590B2/ja not_active Expired - Fee Related
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7873870B2 (en) | 2008-09-19 | 2011-01-18 | Hitachi, Ltd. | Storage controller and data erasing method for storage device |
| US8566642B2 (en) | 2008-09-19 | 2013-10-22 | Hitachi, Ltd. | Storage controller and data erasing method for storage device |
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| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP4228590B2 (ja) | 2009-02-25 |
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