具有未使用物理区域自主管理功能的存储装置的制作方法

专利名称：具有未使用物理区域自主管理功能的存储装置的制作方法
技术领域：
本发明涉及一种包括多个诸如HDD之类的存储介质的存储装 置，更具体地，涉及一种具有未使用物理区域自主管理功能(创建虚 拟逻辑盘并确保与实际使用大小相对应的物理区域)的存储装置。
背景技术：
常规地，在包括用于构成阵列的诸如HDD之类的存储介质的存 储装置中，使用该存储装置的主机装置对管理该阵列的子系统进行访 问的逻辑巻与由定义该逻辑巻的一个或多个存储介质所构成的阵列 之间的对应关系是固定的，而实际上未被用作逻辑巻的区域的比例会 变得很高，从而导致大的浪费。因此，已经开发了一种虚拟逻辑盘系统，该虚拟逻辑盘系统通过 将物理区域分割成每个具有预定大小的多个块(extent)并且在实际 上确保其中已经发生了对逻辑巻进行写访问的块来管理物理区域 (http:〃www.3par.com/products/thinprovisioning.htm1(美国3PARData 公司的存储产品))。然而，这种虚拟逻辑盘系统具有下列问题。也就是说，对于这种存储装置，如果可以释放曾被使用但由于删 除文件或者分区而又变成可用于新数据分配的存储区域，那么可以更 加有效地使用物理存储区域。然而，对于这种虚拟逻辑盘系统，没有用于将主机装置的文件系 统中的未使用或再次可用的区域清楚地传达给存储装置的标准方案。 由于这个原因，从主机装置向存储装置传达新的未使用扇区并且管理 存储装置侧上的这些未使用扇区的管理信息造成巨大的管理信息尺 寸。同样地，由于每次磁盘访问都要检査管理信息，因此系统性能可能恶化(问题1)。关于再次变得未使用的区域以及使用的逻辑盘的从没有被写入 数据的区域，通过从低于文件系统的层向作为物理盘的存储设备发出 读请求，可以读取物理区域的数据。由于这个原因，当多个用户访问 同一逻辑盘或者当特定用户先前使用的物理块被分配给另一用户使 用的逻辑盘时，从存储器中读取被删除扇区区域和未使用扇区区域中的数据，这可能导致将信息泄漏给非法用户的危险等(问题2)。发明内容鉴于上述情况，提出了本发明，并且本发明的第一个目的是提供 一种存储装置，该存储装置可以在不需要每个未使用扇区的任何管理 信息的情况下，使得逻辑盘上的未使用的物理块被重新用于另一应 用，从而解决上述问题l。本发明的第二个目的是提供一种存储装置，该存储装置可以防止 物理区域(自从将物理块分配给已删除文件所在的物理区域或逻辑盘 以来，未对该物理区域进行写访问)上的旧数据被主机装置读取，从而解决上述问题2。为了实现上述目的，本发明采取下列措施。也就是说，本发明的第一方面涉及一种存储装置，该存储装置配 置有组合了一个或多个存储介质的阵列，并将所述存储介质的存储区 域定义为连续的单个区域，将所述阵列的整个区域分割为多个物理 块，并且通过组合一个或多个物理块来构成和分配可由主计算机识别 的逻辑盘。该存储装置包括一种单元，该单元用于管理在由所述主计 算机访问的逻辑盘上的与物理块之间的对应关系，并且还用于在每次 从所述主计算机接收到针对与没有确保的物理块相对应的逻辑块的 写访问时，确保与逻辑块，即所述逻辑盘上的与所述物理块相关联的 区域，中的相应逻辑块相对应的物理块。同样地，该装置包括一种单 元，该单元用于产生预定数据模式并响应来自主计算机的读请求而将 所述预定数据模式作为读取数据返回。此外，该装置包括删除单元， 该删除单元用于通过在每次访问存储介质时或定期地访问存储介质时检查所述存储区域的数据模式来检测所述确保的物理块的整个区 域是否定义了所述预定数据模式，并且用于在所述确保的物理块的所 述整个区域定义了所述预定数据模式时，删除所述确保的物理块的逻 辑盘分配。此外，该装置包括一种单元，该单元用于在所述主计算机 发出对所述逻辑盘上创建的文件的数据的删除请求时，通过在曾存储 有待删除的数据的存储区域中写入所述预定数据模式，检测出所述确 保的物理块的所述整个区域定义了所述预定数据模式，并释放所述确 保的物理块，并且用于在所述主计算机发出了对所述释放的物理块的 读请求时，返回所述预定数据模式。本发明的第二方面涉及根据权利要求1所述的存储装置，其进一 步包括一种单元，该单元用于定义所述物理块和所述逻辑盘之间的初 始对应关系，并且用于在定义了所述对应关系后，利用所述预定数据 模式初始化所述物理块的所述整个区域。本发明的第三方面涉及根据本发明第一方面的存储装置，其中， 在进行所述检査的同时，所述删除单元进行盘驱动访问，所述盘驱动访问目的在于巡检，该巡检包括所述阵列的RAID冗余数据一致性确认和盘介质访问可用性检查中的至少一个。本发明的第四方面涉及根据本发明第一方面的存储装置，其中， 所述删除单元从所述物理块的第一扇区开始依次检查所述存储区域 的所述数据模式，保持未使用的最终地址为连续的预定数据模式的最 后扇区的地址，在对已检查完的扇区进行写访问时，将经历了写访问 的所述检査的扇区之前紧挨着的扇区的地址设置为所述未使用的最 终地址，在所述未使用的最终地址与所述物理块的最终地址匹配时， 确定为所述物理块的所述整个区域是未使用的，并且删除所述物理块 的所述逻辑盘分配。本发明的第五方面涉及根据本发明第四方面的存储装置，其进一 步包括缓冲存储器，用于在将数据写入所述存储介质之前暂时存储与来自所述主计算机的写请求相对应的所述数据；以及数据总线，用于 连接所述存储介质和所述缓冲存储器。在所述存储介质和所述缓冲存 储器之间进行直接存储器访问时，所述删除单元检査所述数据总线上的所述存储区域的所述数据模式，并且当所述删除单元检测到所述预 定数据模式的扇区时，以及当所述扇区的地址在地址递增的方向上包 括与所述未使用的最终地址相邻的地址时，所述删除单元将包括所述 相邻地址的、具有所述预定数据模式的所述访问的最终地址设置为新 的未使用的最终地址。本发明的第六方面涉及根据本发明第四方面的存储装置，其中， 所述删除单元不是对所有扇区而只是对在一个或多个预定扇区中的 预定区域中的具有预定大小的数据检查所述数据总线上的所述数据 模式，并且当所述数据匹配所述预定数据模式时，所述删除单元对所 有所述扇区检査所述数据模式。本发明的第七方面涉及根据本发明第一方面的存储装置，其进一 步包括一种单元，该单元用于在从所述主计算机接收到向未分配所述 物理块的逻辑块的读访问时，将所述预定数据模式作为读取数据传送 给所述主计算机。本发明的第八方面涉及根据本发明第一方面的存储装置，其中， 存在多个预定数据模式。所述删除单元检测所述确保的物理块的所述 整个区域是否定义了所述多个预定数据模式中的一个。当所述删除单 元检测到所述确保的物理块的所述整个区域定义了所述多个预定数 据模式中的一个时，所述删除单元删除所述确保的物理块的所述逻辑 盘分配。所述存储装置进一步包括一种单元，该单元保持用于所述逻 辑块的预定数据模式类型，并且用于在从所述主计算机接收到读请求 时，将对应于保持的所述数据模式类型的数据模式返回给所述主计算 机，其中保持的所述数据模式类型与对应的逻辑块相关联。根据本发明的存储装置，在检测的扇区区域中，写入预定数据模 式，并且可以通过对各个扇区的预定数据模式进行检测来自主识别未 使用的物理区域。从而，在不需要每个未使用扇区的管理信息的情况 下，可以将逻辑盘上未使用的物理块重新用于另一应用，因此解决了 问题l。根据本发明的存储装置，由于可以防止从主机装置读取数据，所 以可以解决问题2。本发明的其它目的和优点将在以下的说明中进行阐述，并且部分 通过说明将是显而易见的，或者可以通过实施本发明而获知。可以特 别通过下文中指出的手段和组合来实现和获得本发明的目的和优点。


包括在说明书中并构成说明书一部分的附图举例说明了本发明 的实施例，并结合上文给出的总体说明和下文给出的具体实施方式
来 解释本发明的原理。图1是示出了根据本发明第一实施例的存储装置的构成实例的方框图；图2是用于解释逻辑盘的结构的示意图；图3是示出了物理块和逻辑块之间的对应关系的实例的示意图； 图4是用于解释利用模式匹配确定未使用的最终地址的图； 图5是用于解释利用模式匹配确定未使用的最终地址的图； 图6是用于解释利用模式匹配确定未使用的最终地址的图； 图7是用于解释在将物理块分配给逻辑盘后的初始状态的图； 图8示出了全0数据模式；图9是示出了物理块和逻辑块之间的对应关系的实例的示意图； 图10是示出了根据第二实施例的存储装置的构成实例的方框图；图IIA和图IIB分别示出了全O数据模式和全1数据模式；以及图12是示出了由数据模式类型保持单元保持的数据模式号和逻 辑块号之间的对应关系表的实例的示意图。
具体实施方式
下文，将参照附图对本发明的最佳实施方式进行说明。 (第一实施例)图1是示出了根据本发明第一实施例的存储装置10的构成实例 的方框图。图2是用于解释逻辑盘的结构的示意图。也就是说，根据本实施例的存储装置IO配置有阵列100，该阵列100组合了一个或多个存储介质(在以下的说明中，使用HDD25 (#1到^n)来说明这些存储介质，尽管本发明并不仅限于此)并将 HDD 25 (#1到#11)的存储区域定义为连续的单个区域，将阵列100的整个区域分割为多个物理块101 (A)、 101 (B).....，并通过组合一个或多个物理块101来构成和分配可由主计算机30识别的逻辑盘 102。该存储装置10包括前述的阵列100和用于管理该阵列100的存 储控制器11。存储控制器11包括主机接口 12、缓冲存储器13、高 速缓冲存储器管理单元14、物理块确保单元15、数据模式产生响应 单元16、模式匹配单元18、物理块释放单元19、初始化单元20和 盘接口 23。这些单元13到20以及23经由数据总线24相互连接。主机接口 12控制主计算机30和存储装置10之间的数据交换。 主机接口 12接收诸如写访问、读访问等来自主计算机30的数据，并 将接收的数据经由数据总线24传送到单元13到20。同样地，主机 接口 12接收从单元13到20输出到主计算机30的数据，并将接收的 数据返回给主计算机30。要注意到，经由高速缓冲存储器管理单元 14进行与缓冲存储器13的数据交换。盘接口 23控制与阵列100中的HDD 25的读和写数据的交换。 盘接口 23将数据从单元13到20传送到阵列100，并将从阵列100 获得的数据传送到单元13到20。要注意到，经由高速缓冲存储器管 理单元14进行与缓冲存储器13的数据交换。物理块确保单元15管理由主计算机30访问的逻辑盘102上的与 物理块101之间的对应关系，并且在每次从主计算机30接收到写访 问时确保逻辑块(即，逻辑盘102上的与物理块101相关联的区域) 中的相应逻辑块103与物理块101的对应关系。该功能也被称为虚拟 逻辑巻功能。例如，图2示出了逻辑块103 (A)和物理块IOI (A)、 逻辑块103 (B)和物理块IOI (B)它们之间分别具有的对应关系。 物理块确保单元15管理并确保这些对应关系。数据模式产生响应单元16产生预定数据模式，例如全0数据模 式。在接收到从主计算机30到逻辑块(其未被分配物理块)的读请 求后，数据模式产生响应单元16经由主机接口 12将这个预定数据模 式作为读取数据返回给主计算机30。模式匹配单元18通过在每次经由盘接口 23访问HDD 25时或定 期地访问HDD 25时检查存储区域的数据模式来检测由物理块确保 单元15确保的整个物理块101是否定义了预定数据模式。如果模式 匹配单元18检测到整个确保的物理块101定义了预定数据模式，那 么它将删除确保的物理块101向逻辑盘102的分配，如图3中所示的 物理块101 (B)和逻辑块103 (B)。存储区域的数据模式的这种检 査与盘驱动访问同时进行，所述盘驱动访问目的在于巡检，例如阵列 100的RAID冗余数据一致性确认、盘介质访问可用性检査等。在检查了存储区域的数据模式后，模式匹配单元18依次从物理 块101的第一扇区(扇区0)开始检查，并且将未使用的最终地址(扇 区p)保持为连续预定数据模式的最后扇区的地址，如图4中的例子 所示。如图5的例子所示，当对已检查的扇区(扇区k)进行写访问 时，模式匹配单元18将被写访问的扇区(扇区k)之前紧挨着的扇 区(扇区k-l)的地址设置为未使用的最终地址。如果未使用的最终 地址(扇区k-l)与物理块101的最终地址(扇区n-l)匹配，那么 模式匹配单元18确定物理块101的整个区域是未使用的，并删除该 物理块101向逻辑盘102的分配。利用这种方式，可以有效地使用 HDD 25的存储容量。此外，在检查了存储区域的数据模式后，模式匹配单元18检查 在HDD 25和缓冲存储器13之间经由高速缓冲存储器管理单元14进 行直接存储器访问(DMA)时数据总线24上的存储区域的数据模式。 例如，当模式匹配单元18检测到预定数据模式的扇区(扇区0到k-l) 时，如图6所示，并且当扇区的地址在地址递增方向上包括与未使用 的最终地址(扇区k-l)相邻的地址(扇区k)时，模式匹配单元18 将包括相邻地址(扇区k)的、以预定数据模式访问的未使用的最终 地址设置为新的未使用的最终地址。要注意到，模式匹配单元18并不是对所有的扇区(扇区0到n-l) 而只是对在一个或多个预定扇区中的预定区域中的预定大小的数据 检查数据总线24上的数据模式。如果该数据匹配预定数据模式，那 么模式匹配单元18再对所有的扇区(扇区0到n-l)检查数据模式。 利用这种方式，将减小存储装置IO在执行模式匹配上的负荷。当模式匹配单元18确定整个物理块18定义了预定数据模式时， 物理块释放单元19释放确保的物理块101。初始化单元20定义了物理块101和逻辑盘102之间的初始对应 关系。当将物理块101分配给逻辑盘102时，初始化单元20利用诸 如图8所示的全0数据模式之类的预定数据模式来初始化图7所示的 物理块101的整个区域的某些或全部扇区(扇区0到n-l)。这样，由 于例如将按与删除的扇区相同的方式管理如图7所示的扇区1等未使 用扇区，将更有效地释放物理块101向逻辑盘102的分配。当包括其 中从没有被写入数据的扇区的物理块101的整个区域变为未使用或 重新可用时，释放物理块101。要注意到，可以在将物理块101分配 给逻辑盘102之前的任何时刻进行物理块101的这种初始化。也就是 说，可以在存储装置10的最初启动时刻、将物理块101分配给逻辑 块103的时刻、将曾经分配给逻辑盘102的物理块101向逻辑盘102 的分配的释放时刻等进行该初始化。在从主计算机30接收到写请求之后，在将数据写入HDD25前， 高速缓冲存储器管理单元14暂时将该数据存储在缓冲存储器13中。在将该数据写入HDD 25前，在高速缓冲存储器管理单元14的 管理下，缓冲存储器13暂时存储与主计算机30的写请求相对应的数 据。下文将对根据本实施例的具有前述构成的存储装置10的第一操 作实例进行说明。也就是说，当初始化单元20将例如图8所示的全0数据作为未 被分配给逻辑盘102的物理块101中的各个扇区的数据写入时，根据 本实施例的存储装置IO被初始化。接着，主计算机30经由主机接口 12和盘接口 23在逻辑盘102上创建文件系统并写入文件。物理块确保单元15确保与逻辑块103相对应的物理块101，并 将数据在该地址处写入，其中所述逻辑块103对应于已经发生写访问 的区域。模式匹配单元18将已经发生了数据写的物理块101中的扇区的 具有最小地址的扇区之前紧挨着的扇区地址设置为未使用的最终地 址。在删除写入的文件后，主计算机30在存储文件的扇区中写入预 定数据模式，如图8所示的全0数据模式。在以该方式执行预定写入模式的写访问后，模式匹配单元18检 测在高速缓冲存储器管理单元14向存储装置10中的HDD 25进行 DMA传输时的预定数据模式。此外，在该情形中，当写入地址在地 址递增的方向上与物理块101中的未使用的最终地址相邻时，将写访 问范围的最终地址设置为未使用的最终地址。在接收到来自主计算机30的对没有写访问历史记录的逻辑块上 的扇区的读访问后，该逻辑块不与物理块相关联，并且数据模式产生 响应单元16产生预定数据类型，例如全O数据模式，并将该数据模 式经由主机接口 12返回给主计算机30。作为从主计算机30删除文件的结果，当物理块101中的未使用 的最终地址与物理块的最终地址匹配时，模式匹配单元18确定物理 块101的整个区域变得未被主计算机30使用，并且物理块释放单元 19删除该物理块101向逻辑盘102的分配。下文将对根据本实施例的存储装置10的第二操作实例进行说明。将描述该操作实例，其中，模式匹配单元18在进行盘驱动访问 的同吋检查存储区域的数据模式，所述盘驱动访问目的在于巡检，例 如阵列100的RAID冗余数据一致性确认、盘介质访问可用性检査等。更具体地，当初始化单元20将例如图8所示的全0数据作为未 被分配给逻辑盘102的物理块101中的各个扇区的数据写入时，根据 本实施例的存储装置10被初始化。接着，主计算机30经由主机接口 12和盘接口 23在逻辑盘102 上创建文件系统，并写入文件。物理块确保单元15确保与逻辑块103相对应的物理块101，并 将数据在该地址处写入，其中所述逻辑块103对应于已经发生写访问 的区域。模式匹配单元18将已经发生了数据写的物理块101中的扇区的 具有最小地址的扇区之前紧挨着的扇区地址设置为未使用的最终地 址。在删除写入的文件后，主计算机30在存储文件的扇区中写入预 定数据模式，如图8所示的全0数据模式。在以该方式执行预定写入模式的写访问后，模式匹配单元18以 预定的周期进行数据读以检査RAID冗余，并且除了冗余检查以外， 还从物理块101的第一扇区开始依次检查读出扇区是否对应于具有 特定数据模式的文件未使用区域。此外，模式匹配单元18将物理块101中的连续预定数据模式的 最大地址保持为未使用的最终地址。当物理块101的整个区域与连续 指示未使用扇区的预定数据模式相匹配时，确定物理块101的整个区 域是未使用的，并删除物理块IOI向逻辑盘102的分配。然后，将该 物理块101设置为可分配给另一个逻辑盘102的等待中的物理块101 。在模式匹配单元18确定物理块101的整个区域是未使用的之前， 在从主计算机30接收到向比物理块101中的未使用的最终地址小的 地址进行写访问后，模式匹配单元18将物理块101中的未使用的最 终地址更新为所述接收的写访问的最小地址之前紧挨着的地址，并以 预定周期继续检查数据模式，以将紧临物理块IOI中的未使用的最终 地址的扇区作为起始点。如上所述，在根据本实施例的存储装置10中，通过前述的操作， 主机装置30在删除的扇区区域中写入预定数据模式，并对各个扇区 检测该预定数据模式，从而自动识别未使用的物理区域。利用这种方 式，可以在不需要每个未使用扇区的任何管理信息以及没有施加额外 处理负荷的情况下，有效地将逻辑盘102上的未使用的逻辑块101重新用于另一应用。主计算机30不再读取在物理区域上从未经过写访问的逻辑块的数据或者其中存储了删除文件的逻辑盘102的数据。利用这种方式，可以避免将信息泄漏给非法用户等的危险。(第二实施例)下文将对本发明的第二实施例进行说明。由于根据本实施例的存储装置是根据第一实施例的存储装置的 改进，因此为了避免重复说明，相同的附图标记指示相同的部件，并 且只对不同的部分进行说明。图10是示出了根据第二实施例的存储装置的构成实例的方框图。在根据第一实施例的存储装置中，只使用了一种类型的预定数据 模式。然而，在根据本实施例的存储装置中，存储控制器11中的各个单元处理多个预定数据模式。数据模式产生响应单元10不只产生 一种类型的数据模式，例如全0数据模式，而且还产生一些不同的数 据模式，例如全1数据模式等。相应地，模式匹配单元18检测确保 的物理块101的整个区域是否定义了多个预定数据模式中的一种。如 果模式匹配单元18检测到所述确保的物理块101的整个区域定义了 多个预定数据模式中的一种，那么它将删除所述确保的物理块101向 逻辑盘102的分配。其它单元处理多种类型的数据模式，如将在下文 描述的操作实例中所述的那样。与处理多个预定数据模式相关联，图IO所示的根据本实施例的 存储装置具有通过向图1所示的根据第一实施例的存储装置加入数 据模式类型保持单元22所获得的构成。数据模式类型保持单元22保持用于逻辑块103的预定数据类型。 在从主计算机30接收到读请求后，数据模式类型保持单元22向主计 算机30返回与保持的数据模式类型相对应的数据模式，其中所述保 持的数据模式类型与对应的逻辑块103相关联。下文将对根据本实施例的具有前述构成的存储装置的操作实例进行说明。为各个逻辑块103分配能够指定它们的号码。初始化单元20将 未分配的物理块101上的扇区初始化为图IIA所示的预定数据模式， 并且数据模式类型保持单元22保持对应该数据模式的模式号。下文将给出一种情况作为实例，其中，数据模式产生响应单元 16产生图11A和图11B中所示的两种类型的预定数据模式，即全0 数据模式(模式号=0)和全l数据模式(模式号=1)。数据模式类型保持单元22保持对应于数据模式的模式号与逻辑 块103的号之间的对应关系表，如图12所示。例如，在图12的情形 中，对应于逻辑块号100的数据模式是模式号=0，而对应于逻辑块号 101的数据模式是模式号=1。在从主计算机30接收到向没有被分配物理块101的逻辑块103 的读请求后，数据模式类型保持单元将参照图12所示的对应关系表 来获得数据模式的模式号。数据模式类型保持单元22将对应于该模 式号的数据模式作为读取数据返回给主计算机30。另一方面，在从主计算机30接收到向被分配了物理块101的逻 辑块103的读请求后，盘接口 23实际上从对应于物理块101的存储 区域开始进行读访问，并且将读取数据经由主机接口 12返回给主计 算机30。当主计算机30删除文件时，将具有模式号=0的数据模式写入其 中存储了文件数据的存储区域中。另一方面，假定主计算机30创建文件，其中对应于模式号=1的 数据模式的扇区重复出现，并且文件的尺寸大于物理块101的尺寸。 在该情形中，当模式匹配单元18确定物理块101的整个区域对应于 逻辑块(已对其分配了物理块101)中的一个预定数据模式时，将新 的对应关系添加到图12所示的对应关系表中，该对应关系表保持在 数据模式类型保持单元22中，并且释放物理块101向逻辑盘102的 分配。由于除了第一实施例所述的操作效果以外根据本实施例的存储 装置如上所述操作，除文件删除以外，不需要保持其中模式号=1的数据模式重复出现的文件所在的物理区域，从而允许更加灵活的处 理。已经参照附图对本发明的最佳实施方式进行了说明。然而，本发 明并不仅限于这些具体构成。在由本发明的权利要求限定的创造性技 术思想的范围内，本领域技术人员可以想到各种变化和改进，并且应 该理解，这些变化和改进属于本发明的技术范围。本领域技术人员容易想到其它的优点和改进。因此，在本发明的 更广阔的方面，本发明不仅限于本文中所示和所述的具体细节和代表 实施例。相应地，在不背离由所附权利要求和它们的等价权利要求所 限定的总体发明概念的精神或范围下，可以作出各种改进。
权利要求
1、一种存储装置，其配置有组合了一个或多个存储介质的阵列，并将所述存储介质的存储区域定义为连续的单个区域，将所述阵列的整个区域分割为多个物理块，并且通过组合一个或多个所述物理块来构成和分配可由主计算机识别的逻辑盘，所述存储装置特征在于包括一种单元，用于管理在由所述主计算机访问的逻辑盘上的与物理块之间的对应关系，并且还用于在每次从所述主计算机接收到针对与物理块相对应的逻辑块的写访问时，确保与逻辑块，即所述逻辑盘上的与所述物理块相关联的区域，中的相应逻辑块相对应的物理块；一种单元，用于产生预定数据模式并响应来自主计算机的读请求而将所述预定数据模式作为读取数据返回；删除单元，用于通过在每次访问存储介质时或定期地访问存储介质时检查所述存储区域的数据模式来检测所述确保的物理块的整个区域是否定义了所述预定数据模式，并且用于在所述确保的物理块的所述整个区域定义了所述预定数据模式时，删除所述确保的物理块的逻辑盘分配；以及一种单元，用于在所述主计算机发出对所述逻辑盘上创建的文件的数据的删除请求时，通过在曾存储有待删除的数据的存储区域中写入所述预定数据模式，检测出所述确保的物理块的所述整个区域定义了所述预定数据模式，并释放所述确保的物理块，并且用于在所述主计算机发出了对与所述释放的物理块相对应的逻辑块的读请求时，返回所述预定数据模式。
2、 根据权利要求1所述的装置，其进一步包括一种单元，用于 定义所述物理块和所述逻辑盘之间的初始对应关系，并且用于在定义 了所述对应关系后，利用所述预定数据模式初始化所述物理块的所述 整个区域。
3、 根据权利要求1所述的装置，其特征在于，在进行所述检査的同时，所述删除单元进行盘驱动访问，所述盘驱动访问目的在于巡检，该巡检包括所述阵列的RAID冗余数据一致性确认和盘介质访问 允许/拒绝检查中的至少一个。
4、 根据权利要求1所述的装置，其特征在于，所述删除单元从 所述物理块的第一扇区开始依次检查所述存储区域的所述数据模式， 保持未使用的最终地址为连续的预定数据模式的最后扇区的地址，在 对已检查完的扇区进行写访问时，将经历了写访问的所述检查的扇区 之前紧挨着的扇区的地址设置为所述未使用的最终地址，在所述未使 用的最终地址与所述物理块的最终地址匹配时，确定为所述物理块的 所述整个区域是未使用的，并且删除所述物理块的所述逻辑盘分配。
5、 根据权利要求4所述的装置，其进一步包括 缓冲存储器，用于在将数据写入所述存储介质之前暂时存储与来自所述主计算机的写请求相对应的所述数据；以及数据总线，用于连接所述存储介质和所述缓冲存储器，并且 其中，在所述存储介质和所述缓冲存储器之间进行直接存储器访 问时，所述删除单元检查所述数据总线上的所述存储区域的所述数据 模式，并且当所述删除单元检测到所述预定数据模式的扇区时，以及 当所述扇区的地址在地址递增的方向上包括与所述未使用的最终地 址相邻的地址时，所述删除单元将包括所述相邻地址的、具有所述预 定数据模式的所述访问的最终地址设置为新的未使用的最终地址。
6、 根据权利要求5所述的装置，其特征在于，所述删除单元不 是对所有扇区而只是对在一个或多个预定扇区中的预定区域中的具 有预定大小的数据检查所述数据总线上的所述数据模式，并且当所述 数据匹配所述预定数据模式时，所述删除单元对所有所述扇区检查所 述数据模式。
7、 根据权利要求1所述的装置，其进一步包括一种单元，用于在从所述主计算机接收到向未分配所述物理块的逻辑块的读访问时， 将所述预定数据模式作为读取数据传送给所述主计算机。
8、 根据权利要求1所述的装置，其特征在于，存在多个所述预 定数据模式，所述删除单元检测所述确保的物理块的所述整个区域是否定义 了所述多个预定数据模式中的一个，并且当所述删除单元检测到所述 确保的物理块的所述整个区域定义了所述多个预定数据模式中的一 个时，所述删除单元删除所述确保的物理块的所述逻辑盘分配，并且所述存储装置进一步包括一种单元，用于保持所述逻辑块的预定数据模式类型，并且用于 在从所述主计算机接收到读请求时，将对应于保持的所述数据模式类 型的数据模式返回给所述主计算机，其中保持的所述数据模式类型与 对应的逻辑块相关联。
全文摘要
物理块确保单元(15)管理由主计算机(30)访问的逻辑盘上的与物理块的对应关系。数据模式产生响应单元(16)产生预定数据模式，并且响应来自主计算机(30)的数据请求返回该数据模式。模式匹配单元(18)在每次访问存储介质时或定期地访问存储介质时检查存储区域的数据模式。当确保的物理块的整个区域定义了预定数据模式时，模式匹配单元(18)删除确保的物理块的逻辑盘分配。
文档编号G06F12/08GK101272332SQ20081008218
公开日2008年9月24日 申请日期2008年3月7日 优先权日2007年3月7日
发明者友永和总 申请人:株式会社东芝;东芝解决方案株式会社