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JP2003030053A - 論理ユニット毎のセキュリティ機能を備えた記憶サブシステム - Google Patents

論理ユニット毎のセキュリティ機能を備えた記憶サブシステム

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JP2003030053A
JP2003030053A JP2001213642A JP2001213642A JP2003030053A JP 2003030053 A JP2003030053 A JP 2003030053A JP 2001213642 A JP2001213642 A JP 2001213642A JP 2001213642 A JP2001213642 A JP 2001213642A JP 2003030053 A JP2003030053 A JP 2003030053A
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storage
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隆介 伊東
Yoshinori Okami
吉規 岡見
Katsuhiro Uchiumi
勝広 内海
Yoshinori Igarashi
良典 五十嵐
Koichi Hori
幸一 堀
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Hitachi Ltd
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Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 多種多様なコンピュータからのアクセスが想
定される記憶サブシステムにおいて、従来のＬＵＮセキ
ュリティ機能ではシステムの資源の有効利用を図りつ
つ、論理ユニット単位でのセキュリティを実現できなか
った。 【解決手段】コンピュータを一意に識別する情報ＷＷＮ
（ＷｏｒｌｄＷｉｄｅＮａｍｅ）と、このコンピュータ
が属するグループを識別する情報ＧＩＤ（Ｇｒｏｕｐ
ＩＤ）と、このホストコンピュータからのアクセスを許
可した記憶サブシステム内の論理ユニット番号ＬＵＮ
を、ユーザ任意の運用方法に基づいて規定し、ホストコ
ンピュータに対して開示するテーブルを設ける。記憶サ
ブシステム内の管理テーブルを用いることによって、ユ
ーザが任意にグループ化したコンピュータ群に対し、そ
のグループ単位で記憶サブシステム内の論理ユニットに
対するアクセス可否を決定できる。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】コンピュータからアクセスさ
れる記憶サブシステムに係り、特に、記憶サブシステム
内の論理ユニットのアクセスに関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、ファイバチャネル・プロトコルが
規格化され、それをインフラとしてＳＡＮ（Ｓｔｏｒａ
ｇｅ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒｋ）環境が複雑、多様化し
てきた。この結果、記憶サブシステムにつながるコンピ
ュータの数と種類若しくはＯＳ（Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ
Ｓｙｓｔｅｍ）の種類、並びに記憶サブシステムに要求
される論理ユニット数が大幅に増加している。また記憶
サブシステムとコンピュータとのインタフェースに、フ
ァイバチャネルの他、ＳＣＳＩや、ＥＳＣＯＮ、ＴＣＰ
／ＩＰ、ｉＳＣＳＩなど様々なプロトコルが同時に使用
される環境が整いつつある。尚、ここで、コンピュータ
とは、ネットワークに接続可能な電子回路を有する電子
機器をいう。
【０００３】このような環境では、多種多様のコンピュ
ータが１つの記憶サブシステムに対してアクセスしてく
ることを意味する。コンピュータには、いわゆる大型の
ホストコンピュータや、小型の個人用のコンピュータも
含まれるが、種々のコンピュータが記憶サブシステムに
アクセスする場合に、適宜、「ホストからアクセスす
る」、「ホストコンピュータからアクセスする」等の表
現を用いる。
【０００４】この状況下では従来のホスト側のＯＳやミ
ドルウェア、アプリケーション・ソフトウェアに頼った
記憶サブシステム資源に対するセキュリティ機能では不
十分であると危惧されるようになり、論理ユニット（以
下、適宜、ＬＵと略す）に対する不正アクセスを防止す
る強固なＬＵＮセキュリティ機能の必要性も急速に高ま
ってきている。尚、ＬＵＮとは、記憶サブシステム内の
論理ユニット番号をいう。
【０００５】記憶サブシステム資源（論理ユニット）に
対するセキュリティ機能の実現手段として、特開２００
０−２７６４０６がある。左記公報による方法では、記
憶サブシステム内のＬＵＮに対するアクセス可否に関し
て、セキュリティ機能を実現しているものの、単一のポ
ートに対してアクセスしてくる多種多様のコンピュータ
には、対応できず、実際の運用上は単一ポート配下で管
理可能なホストコンピュータ種を１種類とするものであ
る。この実際の運用上の制限は、先に述べたＳＡＮ環境
の急激な拡張等の状況に追随できない。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】記憶サブシステム内の
論理ユニットを、ＬＵＮセキュリティ機能を伴いつつコ
ンピュータに提供すべく、記憶サブシステムの単一ポー
ト配下に、従来よりも多数の論理ユニットを定義づけ、
複数のＯＳを有するホストコンピュータ、ＯＳの種別が
異なる複数のコンピュータその他コンピュータ群に開示
する必要がある。
【０００７】しかし従来の記憶サブシステムのＬＵＮセ
キュリティ機能では、単一ポート配下で管理可能なホス
トコンピュータが多数あってもＯＳの種類は同一でなけ
ればならず、さらに単一ポートに設定可能なホストコン
ピュータとの接続上のインターフェース設定も１通りの
みという制限が一般的であり、最近のＳＡＮ環境に対す
る課題となっていた。このような課題を解決すべく、単
純に、記憶サブシステムの単一ポート配下に多数の論理
ユニットを定義し、当該ポートにアクセスしてくる複数
種類のＯＳに対して、そのまま分割・開示する方法が考
えられる。
【０００８】しかし、現状のコンピュータの種々のＯＳ
は、記憶サブシステムの論理ユニットゼロ（ＬＵ０）に
アクセスできない場合には、そのＬＵ０の次のＬＵ１以
降の同系列のＬＵに対しては、その存在を全く問い合せ
ない仕様となっている。因みに、ＳＣＳＩ−２の規格で
は、この１系列は８つのＬＵで構成されるため、ＬＵ０
〜ＬＵ７までが同系列となる。
【０００９】このため、記憶サブシステム内の論理ユニ
ット番号（ＬＵＮ）をそのままホストコンピュータに開
示したのでは、論理ユニット設定側の期待通りには、コ
ンピュータに論理ユニットが正しく認識されないという
課題があった。
【００１０】また、現状のコンピュータの種々のＯＳ
は、単一ポート配下に認識し得る論理ユニット数の上限
を２５６個とするものが多く、論理ユニット数を２５７
個以上設けても認識されないこととなり、この点も記憶
サブシステム内の論理ユニットを単一ポート配下でコン
ピュータに開示する上での課題となっていた。
【００１１】一方、記憶サブシステムにおいて、強固な
ＬＵＮセキュリティ機能を提供する場合において、コン
ピュータから送信されてくるコマンドに関して、逐一、
対象ＬＵに関するアクセス可否をチェックする方法が最
も堅牢ではあろうが、記憶サブシステムにおける処理時
間（セキュリティーチェックのためのオーバーヘッド）
が大きくなってしまい性能上の課題となっていた。
【００１２】そこで、本発明の第１の目的は、コンピュ
ータの既存の処理、制限その他の機能を変更せずに、コ
ンピュータをＯＳその他任意の種別毎にグループ化し
て、そのグループ化されたコンピュータがアクセス可能
な論理ユニットを制限し、そのグループ単位にインター
フェース上の設定を可能とし、ＬＵＮセキュリティ機能
を記憶サブシステムの単一ポート配下において提供可能
とすることである。また、本発明の第２の目的は、上記
セキュリティ機能を、記憶サブシステムの高速なアクセ
ス判定ロジックと共に提供することである。
【００１３】
【課題を解決するための手段】記憶サブシステムを次の
構成とする。即ち、コンピュータ（ホストコンピュータ
を含む）を一意に識別する情報（ＷＷＮ:Ｗｏｒｌｄ Ｗ
ｉｄｅ Ｎａｍｅ）、このコンピュータが属するグルー
プを識別する情報（ＧＩＤ:Ｇｒｏｕｐ ＩＤ）、このコ
ンピュータからのアクセスを許可した記憶サブシステム
内の論理ユニット番号（ＬＵＮ）の対応を記述した管理
テーブルと、これを格納する不揮発のメモリと、コンピ
ュータが記憶サブシステムにログインする際に動的に割
り当てられ、以降、ログアウトするまで有効であるユニ
ークな管理番号（Ｓ_ＩＤ）、コンピュータを一意に識
別する情報（ＷＷＮ）、およびこのホストコンピュータ
が属するグループを識別する情報（ＧＩＤ ）の対応を
記述した管理テーブルと、これを格納する不揮発のメモ
リと、これら管理テーブルを設定する１つ以上の入力端
末と、１つ以上の記憶装置と、これらの記憶装置に対し
てデータの読み書きを制御する記憶制御装置と、コンピ
ュータと接続を行うための１つ以上のポートと、前記記
憶装置の記憶領域に対応した論理ユニット（ＬＵＮ）を
有する記憶サブシステムとする。
【００１４】この記憶サブシステムにおいては、コンピ
ュータの既存の処理、制限その他の機能を変更せずに、
単一ポート配下で、ユーザが、任意のコンピュータのグ
ループ単位に、アクセス可能なＬＵＮ設定や接続インタ
ーフェース上の設定を行なえるため、単一ポート配下
で、複数の種類のＯＳを備えたコンピュータ群を対象
に、アクセスコントロール機能、すなわちＬＵＮセキュ
リティ機能を実現することができる。
【００１５】また、この記憶サブシステムにおいては、
ホスト識別情報ＷＷＮの代わりに、ログインの際に割り
当てるＳ_ＩＤをもとにＧＩＤを識別情報として用いる
ため、アクセス可能なＬＵＮを判定する際の時間が、Ｗ
ＷＮを用いる場合に比べて簡易であるため少なくて済
み、高速である。
【００１６】
【発明の実施の形態】本発明では、記憶サブシステムと
コンピュータ間で使用するインタフェース・プロトコル
の例としてファイバチャネルを用い、その上で動作する
コマンドセットの例としてＳＣＳＩコマンドを用いて説
明する。尚、本発明は、ファイバチャネルとＳＣＳＩコ
マンドの組み合わせに限定されるものではなく、これら
と同様に、ログイン、問い合わせ、ログアウトといった
機能・機構を提供可能なプロトコルであればどのような
組合せ、インタフェースであっても適用可能である。
【００１７】本発明の第一の実施例を以下に示す。初め
に、ファイバチャネルのプロトコル上で本発明に関係す
る特徴を説明する。ファイバチャネルのインタフェース
を持つ機器をノードと呼び、実際のインタフェースにあ
たる物理的な端子をポートと呼ぶ。ノードは１つ以上の
ポートを持つことが可能である。ファイバチャネルの系
全体に同時に参加できるポートの数は、最大で２４ビッ
トのアドレス数、すなわち、２の２４乗個（１６７７７
２１６個）である。これらの接続を媒介するハードウェ
アをファブリックと呼ぶ。実際には、送信元および送信
先のポートは、ファブリックを意識せずに互いのポート
に関する情報のみを考慮して動作すればよい。
【００１８】各ノードおよびポートには、標準化団体
（ＩＥＥＥ）から一定のルールによって割り当てられ
る、世界中でユニークな識別子が記憶されている。これ
は従来からＴＣＰ／ＩＰなどで馴染みのＭＡＣアドレス
に相当するものであり、ハードウェア的に固定なアドレ
スである。このアドレスにはＮ_Ｐｏｒｔ_Ｎａｍｅ、Ｎ
ｏｄｅ_Ｎａｍｅの２種類があり、それぞれ８バイトの
サイズを持つ。Ｎ_Ｐｏｒｔ_Ｎａｍｅはポート毎に固有
の値（ハードウェア・アドレス）であり、Ｎｏｄｅ_Ｎ
ａｍｅはノード毎に固有の値（ハードウェア・アドレ
ス）である。これらは、いずれも世界中でユニークな値
であることから、ノードまたは、ポートを一意に識別で
きるアドレスとして、ＷＷＮ（Ｗｏｒｌｄ Ｗｉｄｅ
Ｎａｍｅ）と呼ばれる。本特許の実施例では、ＷＷＮと
記述した場合、Ｎ_Ｐｏｒｔ_Ｎａｍｅを指すものとす
る。
【００１９】ファイバチャネルでは、通信はＯｒｄｅｒ
ｅｄ Ｓｅｔと呼ばれる信号レベルの情報と、フレーム
と呼ばれる固定のフォーマットを持った論理的な情報と
で行われる。図２はフレームの構造を示している。フレ
ーム２０１は、フレームの始まりを示すＳＯＦ（Ｓｔａ
ｒｔ ｏｆ Ｆｒａｍｅ）２０２と呼ばれる４バイトの
識別子、リンク動作の制御やフレームの特徴づけを行う
２４バイトのフレームヘッダ２０３、実際に転送される
目的となるデータ部分であるデータフィールド２０４、
４バイトの巡回冗長コード（ＣＲＣ）２０５、フレーム
の終わりを示すＥＯＦ（Ｅｎｄ ｏｆ Ｆｒａｍｅ）２
０６と呼ばれる４バイトの識別子からなる。データフィ
ールド２０４は０〜２１１２バイトの間で可変である。
【００２０】次に、フレームヘッダの内容について説明
する。２０７はフレームヘッダの構造について示してい
る。ここではフレームヘッダ２０３の詳細構造２０７に
おける、１ワード目の０〜２３ビット領域にあたるＳ_
ＩＤ２０８についてのみ説明する。Ｓ_ＩＤ（Ｓｏｕｒ
ｃｅ ＩＤ）２０８は当該フレームを送信するポートを
識別するための３バイトのアドレス識別子であり、送受
信されるすべてのフレームで有効な値を持つ。このＳ_
ＩＤは動的に変動する値であり、ファイバチャネルの規
格セットの１つであるＦＣ_ＰＨでは、Ｓ_ＩＤをファブ
リックによって、初期化手続き時に割り当てられる、と
している。割り当てられる値は、それぞれのポートがも
つＮ_Ｐｏｒｔ_Ｎａｍｅまたは、Ｎｏｄｅ_Ｎａｍｅに
依存する。
【００２１】次に、ファイバチャネルプロトコルに基づ
く、送信元の機器と送信先の機器が通信に関して互いに
情報を交換するログイン手続きについて述べる。図３
は、送信元（ログイン要求元）３０１と送信先（ログイ
ン受信先）３０２との間に取り交わされる情報のやりと
りを示したものである。
【００２２】ファイバチャネルのログイン手続きには数
種類存在するが、ここではクラス３のログインに関して
述べる。ログイン要求元は、ＰＬＯＧＩフレーム３０３
をログイン受信先へ送信する。このフレームには、ログ
イン要求元のＮ_Ｐｏｒｔ_Ｎａｍｅ、Ｎｏｄｅ_Ｎａｍ
ｅ、Ｓ_ＩＤおよびその他の情報が含まれている。
【００２３】受信先の装置では、このフレームに含まれ
ている情報を取り出し、ログインを承認する場合は、Ａ
ＣＣ３０４と呼ばれるフレームをログイン要求元に対し
て送信する。一方、ログインを拒絶する場合は、ＬＳ_
ＲＪＴ３０５と呼ばれるフレームをログイン要求元に対
して送信する。
【００２４】ログイン要求元は、自らが送信したＰＬＯ
ＧＩフレームに対してＡＣＣフレームの応答を検出する
と、ログインが成功したことを知り、データ転送などの
Ｉ／Ｏプロセスを開始できる状態となる。一方、ログイ
ン要求元が、ＬＳ_ＲＪＴを受信した場合はログインが
成立しなかったこととなり、当該ログイン受信先へのＩ
／Ｏプロセスは実行不可となる。
【００２５】ここではクラス３のログインについて述べ
たが、他のログインプロセスにおいても、ログイン要求
元からログイン受信先へ渡すことのできる情報の中に、
Ｎ_Ｐｏｒｔ_Ｎａｍｅ、Ｎｏｄｅ_ＮａｍｅおよびＳ_Ｉ
Ｄが含まれることにおいては同様である。
【００２６】次に、ＳＣＳＩコマンドセットでは必ずサ
ポートされている標準的なコマンドである、Ｉｎｑｕｉ
ｒｙコマンドについて説明する。Ｉｎｑｕｉｒｙコマン
ドとは、Ｉ／Ｏプロセスを開始するのに先立ち、Ｉ／Ｏ
プロセスの対象となる論理ユニットに対して、その実装
状態、準備状態を問い合わせるコマンドである。図４
は、ＳＣＳＩ規格で定義されたＩｎｑｕｉｒｙコマンド
を、ファイバチャネル規格のフレームで送信する場合の
データフィールドの詳細構造を示している。フレーム、
およびフレームヘッダの基本構造は図２と同様である。
よって、Ｓ_ＩＤ４０５が含まれている。
【００２７】データフィールド４０３には４０６のＦＣ
Ｐ_ＣＭＮＤフォーマットに示すように、ＦＣＰ_ＬＵＮ
４０７、ＦＣＰ_ＣＮＴＬ４０８、ＦＣＰ_ＣＤＢ４０
９、ＦＣＰ_ＤＬ４１０と呼ばれる領域がある。ここで
はＦＣＰ_ＬＵＮ４０７、およびＦＣＰ_ＣＤＢ４０９に
ついて述べる。
【００２８】ＦＣＰ_ＬＵＮ４０７の中には、フレーム
送信元が状態を問い合わせようとする、フレーム送信先
のポートに関連付けられた論理ボリュームの識別子が格
納されている。尚、論理ボリュームとは、目に見える単
体としての記憶装置（物理ボリューム）に対して、便宜
上仮想的に分割されナンバリングされた記憶領域をい
う。また、この識別子をＬＵＮ（Ｌｏｇｉｃａｌ Ｕｎ
ｉｔ Ｎｕｍｂｅｒ）という。
【００２９】ＦＣＰ_ＣＤＢ４０９の中には、ＳＣＳＩ
コマンドセットを使用する場合にはＳＣＳＩのコマンド
記述ブロック（ＣＤＢ）と呼ばれる命令情報が格納され
る。このＦＣＰ_ＣＤＢ４０９の中に、ＳＣＳＩのＩｎ
ｑｕｉｒｙコマンド情報が格納されて、前述のＦＣＰ_
ＬＵＮ ４０７と共に、フレーム受信先へ情報が転送さ
れる。
【００３０】ＳＣＳＩコマンドセットでサポートされて
いるその他のコマンド、例えば、Ｗｒｉｔｅコマンドや
Ｒｅａｄコマンド等でも、フレームはＩｎｑｕｉｒｙコ
マンドと同様、４０１や４０６の構造である。したがっ
て、本発明の実施に必須であるＳ_ＩＤやＦＣＰ_ＬＵＮ
を含むことは、それらのコマンドにおいても共通であ
る。
【００３１】図５に、このＩｎｑｕｉｒｙコマンドを用
いた論理ユニット問合せの手順を示す。論理ユニットに
アクセスしようとするホストコンピュータ５０１は、ア
クセスしようとする論理ユニットをもつ記憶サブシステ
ム５０２に対し、Ｉｎｑｕｉｒｙコマンドを格納したフ
レーム５０３を送信する。このフレームには、ホストコ
ンピュータのＳ_ＩＤと、問合せを行う先の論理ユニッ
トの識別子であるＬＵＮが含まれている。ここで、ＬＵ
Ｎについては、ＦＣＰ_ＬＵＮ領域の他に、ＦＣＰ_ＣＤ
Ｂ内のＩｎｑｕｉｒｙコマンド情報のフォーマット中に
も設定することができる。どちらの値を使用しても得ら
れる効果は同じであるが、本実施例ではＬＵＮの値はＦ
ＣＰ_ＬＵＮ４０７に格納された値を使用するものとす
る。
【００３２】Ｉｎｑｕｉｒｙコマンドを含むフレームを
受信した記憶サブシステム５０２は、問合せに対して必
要なＩｎｑｕｉｒｙデータを準備し、作成したＩｎｑｕ
ｉｒｙデータを含むフレーム５０４をホストコンピュー
タに送信する。このときＩｎｑｕｉｒｙデータを格納す
るフレームを、ＦＣＰ_ＤＡＴＡと呼ぶ。記憶サブシス
テムが、問合せのあった論理ユニットについて、クオリ
ファイア０００（２進数）、デバイスタイプ００〜０９
（１６進数）のいずれかを設定する場合（５０４）、こ
のＩｎｑｕｉｒｙデータを受信したホストコンピュータ
は、当該論理ユニットに対して、以降Ｉ／Ｏの発行が可
能となる。
【００３３】一方、５０５に示すように、記憶サブシス
テムが、クオリファイア００１（２進数）または０１１
（２進数）、デバイスタイプ１Ｆ（１６進数）を設定し
た場合、このＩｎｑｕｉｒｙデータ５０５を受信したホ
ストコンピュータは、当該論理ユニットに対して、以
降、Ｉ／Ｏの発行が不可能であることを認識する。以上
のことから、Ｉｎｑｕｉｒｙデータに格納するクオリフ
ァイア、およびデバイス・タイプ・コードを、記憶サブ
システム側でコントロールすれば、ホストコンピュータ
から記憶サブシステムの論理ユニットへのアクセス許可
および不許可を制御できることが分かる。
【００３４】先に述べたように、Ｉｎｑｕｉｒｙコマン
ドの以外のＷｒｉｔｅコマンドやＲｅａｄコマンド等で
も、基本的なフレームの作りは４０１のように共通であ
る。したがって、送信先の記憶サブシステムが、送信元
のホストコンピュータが指定したＳ_ＩＤやＬＵＮが不
正と検出すれば、アクセス拒否をすることが可能であ
る。
【００３５】続いて、本発明の処理の流れについて詳細
を述べる。図１は、本発明の実施例の装置構成を示した
ものである。記憶サブシステム１０１は、ファイバチャ
ネル・インタフェース用のポート１０２〜１０４を有
し、ファイバチャネル・インタフェースを介して、ホス
トコンピュータ１０５〜１０７と物理的に接続されてい
る。ホストコンピュータ１０５〜１０７もまた、ファイ
バチャネルインタフェース用のポート１０８〜１１２を
有しており、ホストコンピュータ１０５〜１０７と記憶
サブシステム１０１は、ファイバチャネル・プロトコル
による通信が可能となっている。ホストコンピュータに
は、１０５や１０６のように複数のファイバチャネル・
ポートをもつものもあれば、１０７のように単一のファ
イバチャネル・ポートしかもたないものもある。記憶サ
ブシステム１０１とホストコンピュータ１０５〜１０７
間のファイバチャネルインタフェースの接続形態（トポ
ロジ）には、Ｐｏｉｎｔ_ｔｏ_Ｐｏｉｎｔや、アービト
レーション・ループ接続、ファブリック接続等、いくつ
かの種類が存在するが、本発明はその接続形態には依存
しないため、単にファイバチャネル１１３と記述する。
【００３６】まず、記憶サブシステム１０１は、種々の
演算や処理を行うマイクロプロセッサ１１４を有し、複
数の記憶装置群１１５、およびこれらにデータの読み書
きを制御して行う記憶制御装置１１６、さらに記憶装置
群１１５と記憶制御装置１１６を接続するためのパス１
１７を有している。
【００３７】また、記憶サブシステム１０１は、種々の
演算や処理のワーク領域として使用するメモリ１１８
と、種々の管理情報、管理テーブル等を保存しておく不
揮発メモリ１１９を有する。更に、ホストコンピュータ
への応答を速くするための工夫として、キャッシュ１２
０を有している。
【００３８】また、記憶サブシステム１０１は、通信制
御部１２１を有し、通信回線１２２を介して、保守用端
末装置１２３と接続されている。
【００３９】保守用端末装置１２３は、内部にマイクロ
プロセッサ１２４と、ユーザとのインタフェースとなる
入力部１２５と処理の結果を出力する表示部１２６を有
している。ユーザは、この入力部１２５を介して、本実
施例で定義するいくつかのテーブルの設定を行うことが
できる。
【００４０】マイクロプロセッサ１１４、メモリ１１
８、不揮発メモリ１１９、通信制御部１２１は図１のよ
うに、別個の構成としても良いし、記憶制御装置１１６
の内部に配置しても良い。キャッシュ１２０の物理的形
状（大きさ）により記憶制御装置１１６の内部に設ける
ことができないときは、外部に所定のパス（経路）によ
って接続する。この場合には、ポート１０２〜１０４の
直下に記憶制御装置１１６が配置され、所定のパスによ
り各ポートと記憶制御装置１１６とが接続される構成と
なる。また、記憶制御装置１１６がマイクロプロセッサ
１１４で為される機能を代替することも可能である。通
信制御部１２１に接続される保守用端末装置１２３は、
記憶サブシステム１０１の内部に設置しておくこと（常
時接続）も、また、必要なときのみ通信回線１２２を介
して接続すること（保守時接続）も可能である。
【００４１】図６において、本実施例の処理流れ概要を
示す。手順６０１において、ユーザは前述の保守用端末
装置１２３の入力部１２５を介して、記憶サブシステム
内に存在する論理ユニット（ＬＵ）を規定するＬＵＮ
（Ｌｏｇｉｃａｌ Ｕｎｉｔ Ｎｕｍｂｅｒ）と、その
ＬＵＮにアクセスする可能性のあるホストコンピュータ
のＷＷＮ（Ｎ_Ｐｏｒｔ_Ｎａｍｅ）と、これらアクセス
する可能性のあるホストコンピュータをユーザが任意に
グループ化した際に割り当てるＧＩＤ（Ｇｒｏｕｐ Ｉ
Ｄ）を結びつけた「ＬＵＮアクセス管理テーブル」を作
成する。本テーブルは、記憶サブシステム内の不揮発メ
モリ１１９に保持される。各ホストコンピュータには、
本テーブルのＬＵＮが見える。各ホストコンピュータの
ＷＷＮは既知である。
【００４２】手順６０２において、各ホストコンピュー
タが記憶サブシステムに対して、ファイバチャネル・プ
ロトコルに基づいてログインしてくると、記憶サブシス
テムはＰＬＯＧＩフレームから、当該ホストコンピュー
タのＷＷＮと、Ｓ_ＩＤを切り出し、同時に手順６０１
でユーザが作成した「ＬＵＮアクセス管理テーブル」か
ら当該のＷＷＮが属するＧＩＤを検索し、それらの組み
合わせを記述した「ＷＷＮ_Ｓ_ＩＤ_ＧＩＤ変換テーブ
ル」を作成し、不揮発メモリ１１９上にこれを保持す
る。
【００４３】「ＬＵＮアクセス管理テーブル」から、当
該ＷＷＮが属するＧＩＤが検索されない場合は、ユーザ
が当該ＷＷＮの属するホストコンピュータ・グループを
定義しなかったことを意味する。したがって、この場合
は「ＷＷＮ_Ｓ_ＩＤ_ＧＩＤ変換テーブル」の当該ＷＷ
Ｎに対応するＧＩＤには未定義のＩＤが登録される。記
憶サブシステムはこの作業を全てのＰＬＯＧＩフレーム
に対して行う。
【００４４】手順６０３において、記憶サブシステム
は、各ホストコンピュータが記憶サブシステム内の論理
ユニットの状態を知るために送信したＩｎｑｕｉｒｙコ
マンドを含むフレームを受信する。このフレームを受信
した記憶サブシステムは、そのフレームのヘッダからＳ
_ＩＤを、データフィールドからＩｎｑｕｉｒｙコマン
ドの対象となるＬＵＮを切り出す。続いて、記憶サブシ
ステムは、このＳ_ＩＤをキーにして上述の「ＷＷＮ_Ｓ
_ＩＤ_ＧＩＤ変換テーブル変換テーブル」を検索し、こ
のＳ_ＩＤに対応するＧＩＤを取得する。
【００４５】手順６０４において、記憶サブシステム
は、得られたＧＩＤをキーにして上述の「ＬＵＮアクセ
ス管理テーブル」から、Ｉｎｑｕｉｒｙコマンドの対象
となっているＬＵＮを検索する。手順６０５では、手順
６０４の結果、当該ＧＩＤに対応するＬＵＮを取得でき
たか否かの判定を行う。取得できた場合、すなわち当該
ＧＩＤに対応するＬＵＮが「ＬＵＮアクセス管理テーブ
ル」上に存在した場合は、当該ホストコンピュータの属
するホストコンピュータ・グループによる当該ＬＵＮへ
のアクセスが許可される。一方、ＬＵＮが該テーブルに
存在しない場合は、当該ホストコンピュータの属するホ
ストコンピュータ・グループによる当該ＬＵＮへのアク
セスは拒絶される。
【００４６】手順６０５の結果、当該ホストコンピュー
タによる当該ＬＵＮへのアクセスが許可される場合、記
憶サブシステムは、手順６０６において、ホストコンピ
ュータの発行したＩｎｑｕｉｒｙコマンドに対して、対
象ＬＵが実装済みの設定（すなわちアクセス可能である
旨の設定）を行った上で、Ｉｎｑｕｉｒｙデータを送信
する。一方、当該ＬＵへのアクセスが拒絶される場合、
記憶サブシステムは、手順６０７によって、ホストコン
ピュータの発行したＩｎｑｕｉｒｙコマンドに対して、
対象ＬＵが未実装の設定、すなわちアクセス不可である
旨の設定を行った上で、Ｉｎｑｕｉｒｙデータを送信す
る。
【００４７】Ｉｎｑｕｉｒｙデータを受信したホストコ
ンピュータは、そのフレームを解析し、解析の結果、記
憶サブシステムの当該仮想ＬＵＮへのアクセスが許可さ
れたことを認識すると、ホストコンピュータは以降、当
該ＬＵＮに対して、コマンド（Ｉ／Ｏ要求）を継続して
発行することができる。この場合、手順６０８にあるよ
うに、記憶サブシステムは当該ホストコンピュータから
のログインが有効である間は、当該ＬＵへのコマンド受
信を継続することができる。
【００４８】一方、当該ＬＵＮへのアクセスが拒否され
たことを認識したホストコンピュータは、記憶サブシス
テムへのログインが有効である間、当該ＬＵへ再度アク
セスすることはない。以下、上記の記憶サブシステム内
の特定ＬＵＮに対するホストコンピュータからのアクセ
ス可否を制御する方法を、「本発明におけるＬＵＮセキ
ュリティ」と呼ぶ。
【００４９】次に、図７から図１０を用いてもう少し詳
細に技術的課題を説明し、図１１から本発明について説
明する。はじめに、上記手順６０１の「ＬＵＮアクセス
管理テーブル」の作成について記述する。本発明におけ
るＬＵＮセキュリティは、記憶サブシステムのもつポー
ト毎に管理され、ホストコンピュータは、この記憶サブ
システムのポートを通して、記憶サブシステム内のＬＵ
にアクセスするものとする。この場合、最も簡単な方法
として、ホストコンピュータを一意に識別する情報であ
るＷＷＮと、当該ホストコンピュータにアクセスを許可
するＬＵＮの対応を定義した、図７に示すようなテーブ
ル７０１を、記憶サブシステム内に設ければよい。この
ことは、ホストコンピュータと記憶サブシステムとが専
用の回線で接続されている場合には何ら問題なく、その
機能を達成することとなる。
【００５０】テーブル７０１は、記憶サブシステム内の
記憶領域に対して、単一ポート配下で一意にナンバリン
グし、その論理ユニット番号（ＬＵＮ） を、そのまま
ホストコンピュータのＷＷＮに対して割り当てている。
図７では、ＷＷＮ７０２のホストコンピュータには、Ｌ
Ｕ０〜２にのみアクセスが許可され、ＷＷＮ７０３のホ
ストコンピュータは、ＬＵ３、４、および７にのみアク
セスが許可され、ＷＷＮ７０４のホストコンピュータ
は、ＬＵ５〜６にのみアクセスが許可されている。
【００５１】したがって、例えばＬＵ０〜２は、ＷＷＮ
７０２のホストコンピュータ以外のホストコンピュータ
からは、アクセス不可となり、本発明におけるＬＵＮセ
キュリティが実現されるからである。
【００５２】しかし、ホストコンピュータと記憶サブシ
ステム間に、ファイバチャネル対応のハブや、スイッチ
などの機器類が介在するような最近の複雑な使用環境下
では、７０１のテーブルだけでは不十分である。今日、
多くのホストコンピュータでは、接続されている記憶サ
ブシステムのＬＵ０にアクセスできない場合には、その
ＬＵ０以降の同系列のＬＵ（ＳＣＳＩ-２の規格では、
この１系列は８つのＬＵで構成されるため、ＬＵ０〜Ｌ
Ｕ７までが同系列となる。）には全く存在の問い合わせ
をしない、とするものが多いためである。このようなホ
ストコンピュータからアクセスがあった場合、テーブル
７０１のような規定方法では、ホストコンピュータ７０
３や７０４は、アクセスを許可するＬＵＮがそれぞれ規
定されていながら、ＬＵ０にアクセスできないために、
テーブル７０１で規定したアクセス許可のＬＵＮを参照
できない事態が発生してしまう。併せて、このような現
象は、ディスクアレイ装置のような記憶資源を豊富に提
供し得る装置においては、著しくその利用率を下げ、記
憶資源の無駄を生ずる。
【００５３】そこで、これを防ぐためにホストコンピュ
ータ７０３、７０４にＬＵ０へのアクセスを許可する
と、ＬＵ０の排他がなくなりセキュリティが保証されな
い。仮にこれを認めた場合にも、ホストコンピュータ７
０３と７０４が異なるＯＳをもつホストコンピュータで
ある場合、ＬＵ０を共有することは、それぞれのＯＳに
よるフォーマットの違いから困難でとなってしまう。
【００５４】一方、図７において、記憶サブシステムの
当該ポート配下にＬＵ０の定義がなくても、全てのＬＵ
Ｎに対して存在の問い合わせを行うことが可能な、ＷＷ
Ｎ７０５〜７０７を持つホストコンピュータ群が存在す
ると仮定する。ここでは、ＷＷＮ７０５のホストコンピ
ュータは、ＬＵ０、１、７にのみアクセスが許可され、
ＷＷＮ７０６のホストコンピュータは、ＬＵ３、５、６
にのみアクセスが許可され、ＷＷＮ７０７のホストコン
ピュータは、ＬＵ２、４にのみアクセスが許可されてい
る。
【００５５】この状態を視覚的に表したのが図８であ
る。ホストコンピュータ８０２〜８０４は、図７ＷＷＮ
７０５〜７０７を持つホストコンピュータに相当する。
ホストコンピュータ８０２〜８０４は、ファイバチャネ
ル対応のハブ、スイッチ又はルーター８０５を経由して
記憶サブシステムの同一のポート８０６に接続してい
る。このような使用環境において、各々のホストコンピ
ュータ８０２〜８０４に対し、無計画にアクセス対象Ｌ
ＵＮを定義したり、以前割り当てたＬＵＮと異なるＬＵ
Ｎをアクセス対象として割り当てた場合、記憶サブシス
テム内の同一ポート配下で一意にナンバリングしたＬＵ
Ｎをそのままホストコンピュータに開示している８０１
のような記憶サブシステムではＬＵＮの開示方法に柔軟
性がなく、当該ポート配下が、ＬＵ群８０７のようにＬ
Ｕが離散した状態で見え、使用上、著しく管理しにくい
状態となってしまう。
【００５６】一方、最近、記憶サブシステムの１つのポ
ート配下に９個以上のＬＵを定義しても、これを認識す
るホストコンピュータが存在するが、このようなホスト
コンピュータと従来のように１つの記憶サブシステムの
ポート配下にＬＵ０〜７までの８個のＬＵしかサポート
しないホストコンピュータ間でＬＵＮセキュリティを実
施した場合の問題点を示す。
【００５７】図９において、ＷＷＮ９０２、９０４を持
つホストコンピュータが、接続する記憶サブシステムの
ポート配下にＬＵ０が存在しなくても、各ＬＵに存在の
問い合わせを行う機構をもち、かつ、接続する記憶サブ
システムのポート配下にＬＵを１６個まで認識する場合
について以下説明する。
【００５８】ＷＷＮ９０３を持つホストコンピュータ
は、接続する記憶サブシステムのポート配下にＬＵ０が
存在しなくても、各ＬＵに存在の問い合わせを行える
が、サポート可能なＬＵはＬＵ０〜７の範囲の８個まで
とする。テーブル９０１から分かるように、ＷＷＮ９０
２を持つホストコンピュータはＬＵ０〜５の範囲でアク
セスが許可されており、ＷＷＮ９０３を持つホストコン
ピュータはＬＵ６〜１０の範囲で、またＷＷＮ９０４を
持つホストコンピュータはＬＵ１１〜１５の範囲でアク
セスが許されている。この状態を視覚的に表したのが図
１０である。
【００５９】ホストコンピュータ１００２〜１００４
は、図９のＷＷＮ９０２〜９０４を持つホストコンピュ
ータに相当する。ホストコンピュータ１００２〜１００
４は、ファイバチャネル対応のハブ、スイッチ又はルー
ター１００５を経由して記憶サブシステムの同一のポー
ト１００６に接続している。このような使用環境におい
て、各々のホストコンピュータ１００２〜１００４に対
して、ＬＵ群１００８のように記憶サブシステム内のＬ
Ｕを割り当てたとすると、ホストコンピュータＡ１００
２には、ＬＵ群１００８中のＬＵ０〜５の範囲のみアク
セス許可対象として見え、ホストコンピュータＣ１００
４には、ＬＵ群１００８中のＬＵ１１〜１５の範囲のみ
アクセス許可対象として見え、それぞれＬＵＮセキュリ
ティの目的を果たすことができる。しかし、ホストコン
ピュータＢ１００３は、元々１ポート配下にＬＵ０〜７
までの範囲で、８個までしかＬＵを認識できないため、
ＬＵ群１００７の範囲内でしか問い合わせを実施するこ
とができない。よって、テーブル９０１において、ＬＵ
６〜１０までアクセス許可をしても、実際には、ＬＵ
６、７にしかアクセスできないという問題が生じる。こ
れも、記憶サブシステム内の同一ポート配下で一意にナ
ンバリングしたＬＵをそのまま開示しているために起こ
る弊害である。
【００６０】以上のような懸念を考慮して、本発明で
は、図１１に示すような「ＬＵＮアクセス管理テーブ
ル」１１０１を定義する。テーブル１１０１は、図７の
テーブル７０１、図９のテーブル９０１のように記憶サ
ブシステム内の同一ポート配下で一意にナンバリングし
たＬＵＮを単にＷＷＮに直接割り当てたテーブルとは異
なる。
【００６１】テーブル１１０１は、アクセスする可能性
のあるホストコンピュータのＷＷＮと、これらホストコ
ンピュータ群をユーザが任意にグループ化した際に割り
当てるＧＩＤ（Ｇｒｏｕｐ ＩＤ）を結びつけ、これら
ホストコンピュータ・グループに対して、記憶サブシス
テム内のアクセスを許可できる記憶領域に、ユーザが任
意に設定できる論理ユニット番号（ＬＵＮ）を付与する
ものである。
【００６２】本テーブルは、記憶サブシステムのポート
単位に作成される。この「ＬＵＮアクセス管理テーブ
ル」１１０１を定義した記憶サブシステムでは、ユーザ
が任意にグループ化したホストコンピュータ群に対し
て、ユーザの使用希望に沿った形でＬＵＮを柔軟にナン
バリングし、それらを開示することができる。
【００６３】通常、ＯＳが異なると、ＬＵに対する論理
フォーマットが異なるため、異ＯＳ間でのＬＵの共有は
できない。したがって、「ＬＵＮアクセス管理テーブ
ル」１１０１において、ユーザが登録するグループは、
通常、同一のＯＳを搭載したホストコンピュータ群とな
る。
【００６４】このホストコンピュータ・グループ登録に
おいて、ユーザの使用希望条件（例えば、交替パス構
成、ホストコンピュータ間のクラスタ構成等）をより詳
細に組み込めば、更にユーザの使い勝手を向上させるこ
とができ、同時に記憶サブシステム内の記憶領域を有効
利用することができる。 「ＬＵＮアクセス管理テーブ
ル」１１０１の詳細な設定例を図１１を用いて説明す
る。１１０１において、ＷＷＮ１１１２〜ＷＷＮ１１１
４をもつホストコンピュータ群は、同一のＯＳ種１を搭
載し、ＧｒｏｕｐＡ １１０５としてカテゴライズされ
ている。これらのホストコンピュータ・グループには記
憶サブシステム内のＬＵ０〜３へのアクセスが許可され
ている。記憶サブシステム内では、これらＬＵ０〜３に
は記憶領域番号０〜３（以下、適宜、記憶領域＃０〜３
と略記する）が割り当てられている。
【００６５】また、 ＷＷＮ１１１５〜ＷＷＮ１１１７
をもつホストコンピュータ群は、同一のＯＳ種２を搭載
し、ＧｒｏｕｐＢ １１０６にカテゴライズされてい
る。これらホストコンピュータ・グループには、やはり
ＬＵ０〜３がアクセス許可されているように見えるが、
記憶サブシステムの内部ではこれらＬＵ０〜３には、記
憶領域＃６０〜６３が割り当てられており、上述のＧｒ
ｏｕｐＡ １１０５の使用記憶領域とは排他がなされて
おり、本発明におけるＬＵＮセキュリティが実現されて
いる。
【００６６】一方、 ＷＷＮ１１１８〜ＷＷＮ１１２１
をもつホストコンピュータ群は、ＧｒｏｕｐＣ１１０７
にカテゴライズされているが、その内訳は、ＯＳ種３を
搭載したホストコンピュータ群とＯＳ種４を搭載したホ
ストコンピュータ群の混在である。通常、ＯＳ種が異な
ると論理フォーマットが異なるため、ＬＵの共有ができ
ないが、共有可能な異なるＯＳ種が存在する場合、この
ようなグループ化も可能である。、 ＧｒｏｕｐＣ １１
０７には、ＬＵ０〜５が連続してアクセス許可されてい
るように見えるが、実際には離散した記憶領域＃７、１
１、７０、７９、８７、１１９が割り当てられている。
【００６７】また、ＷＷＮ１１２２、１１２３をもつホ
ストコンピュータ群は、ＧｒｏｕｐＤ １１０８にカテ
ゴライズされているが、それぞれＯＳ種５、ＯＳ種６と
いう異なるＯＳ種を搭載している。 ＧｒｏｕｐＤ １１
０８のホストコンピュータ群は、アクセスするポート配
下にＬＵ０が存在しなくても、その他のＬＵを離散的に
認識する先進的なアーキテクチャをもっているため、Ｌ
Ｕ５０、ＬＵ５１、ＬＵ６２という複雑な開示方法でア
クセス可能なＬＵが定義されている。これらアクセス可
能なＬＵには、それぞれ記憶領域＃４０、９９、１００
が割り当てられている。
【００６８】「ＬＵＮアクセス管理テーブル」１１０１
へのグループ登録は、必ずしも複数ホストコンピュータ
から成る必要はない。例えば、ＷＷＮ１１２４のホスト
コンピュータに対して、単独でアクセス許可するＬＵを
規定したい場合、ホストコンピュータ１台からなるＧｒ
ｏｕｐＥ １１０９を登録すればよい。このような登録
方法により、アクセス許可するホストコンピュータの分
解能を上げることができる。 ＧｒｏｕｐＥ １１０９に
は、ＬＵ０〜１へのアクセスが許可され、そこには記憶
領域＃４、５が割り当てられている。
【００６９】また、最近のＳＡＮ環境において問題とな
っている制限に対する解決策を示す。ＷＷＮ１１２５お
よび、１１２６のホストコンピュータは、共に単一ポー
ト配下に２５６個のＬＵまでしか認識できないＯＳ種７
として、ＧｒｏｕｐＦ １１１０にカテゴライズされて
いる。しかし、実際には単一ポート配下で５１２個のＬ
Ｕを認識させたいというユーザ要求があると仮定する。
この場合、ＷＷＮ１１２５および、１１２６のホストコ
ンピュータを別グループＧｒｏｕｐＧ １１１１として
再度登録する。 両ホストコンピュータは、いずれも２
５６個のＬＵまでしか認識しないため、 ＧｒｏｕｐＦ
１１１０にはＬＵ０〜２５５まで、ＧｒｏｕｐＧ １１
１１にもＬＵ０〜２５５までをアクセス許可ＬＵとして
定義する。ただし、ＧｒｏｕｐＦ １１１０のＬＵ０〜
２５５には記憶領域＃０〜２５５を、ＧｒｏｕｐＧ １
１１１のＬＵ０〜２５５には記憶領域＃２５６〜５１２
を割り当てることにより、ホストコンピュータの既存の
処理、制限その他の機能を変更せずに、５１２個のＬＵ
を開示しながら、本発明におけるＬＵＮセキュリティ機
能を実現している。
【００７０】最後に、上記とは異なる設定パターンを示
す。ＷＷＮ１１２９とＷＷＮ１１３０のホストコンピュ
ータとＷＷＮ１１３１とＷＷＮ１１３２のホストコンピ
ュータは、同一のＯＳ種８を搭載した異なるフロアに存
在するホストコンピュータである。これらのホストコン
ピュータを相手にする管理者は、これら４つのホストコ
ンピュータに、異なるアクセスＬＵＮでファイルやアプ
リケーションを開示したいが、開示する実体は同じ記憶
領域の同じ内容としたい、と仮定する。そのような場
合、テーブル１１０１のＧｒｏｕｐＨ１１２７とＧｒｏ
ｕｐＩ１１２８のような設定を実施すればよい。この場
合、ＧｒｏｕｐＨ１１２７にはＬＵ０、１が開示され、
ＧｒｏｕｐＩ１１２８には、ＬＵ４、５が開示される
が、実際の参照先記憶領域＃は同一の１０、１１であ
る。これら以外のホストコンピュータからのアクセスは
拒絶される。これにより、上記管理者の目的にそった本
発明におけるＬＵＮセキュリティ機能を提供することが
できる。
【００７１】以上、本発明の「ＬＵＮアクセス管理テー
ブル」によるホストコンピュータのグループ化とＬＵＮ
の対応づけについて具体的に説明したが、これを視覚的
に表すと図１３のようになる。対応する「ＬＵＮアクセ
ス管理テーブル」１２０１を図１２に示した。
【００７２】テーブル１２０１において、各ホストコン
ピュータ・グループ１２０５〜１２０７にアクセスを許
可したＬＵ群１２０４は、実際には図１３の記憶領域群
１３０３のように全く乱雑な配置をとっている。しか
し、これをテーブル１２０１のＬＵ群１２０４にマッピ
ングすることで、図１３のＬＵ群１３０２の状態とな
り、ホストコンピュータグループ１３０７〜１３０９に
記憶サブシステム内の実際の記憶領域群の配置状態１３
０３を意識させない状態でＬＵを開示することができ
る。尚、図１３におけるホストコンピュータグループ１
３０７〜１３０９は、図１２におけるホストコンピュー
タ・グループ１２０５〜１２０７に相当している。
【００７３】これにより、ホストコンピュータの既存の
処理、制限その他の機能を変更せずに、本発明における
ＬＵＮセキュリティが実現でき、記憶サブシステム資源
の柔軟かつ効率的な運用も可能となる。
【００７４】更に、このようなホストコンピュータのグ
ループ化を実現することにより、記憶サブシステム１３
０１内の単一ポート配下でありながら、ホストコンピュ
ータ・グループ毎に記憶サブシステムとの接続インタフ
ェース情報１３１０〜１３１２（図１３）を設定するこ
とができる。
【００７５】接続上のインタフェース情報とは、例え
ば、記憶サブシステムの受領Ｉ／Ｏ、受領キューの深さ
であったり、Ｉｎｑｕｉｒｙの応答内容等を指す。従来
の記憶サブシステムでは、単一ポート配下のインタフェ
ース情報は単一であるのが一般的であった。
【００７６】本発明の「ＬＵＮアクセス管理テーブル」
１１０１や１２０１は、図１４の手順１４０１〜１４０
３に示すように、記憶サブシステムの全ポートに対して
定義された後、記憶サブシステム内の不揮発メモリに保
持される。不揮発メモリに保持されることで、本テーブ
ルは、記憶サブシステムの電源切断によっても消失しな
い。また、所定の記憶装置１１５（記憶装置１０１、図
１）に格納しても良い。
【００７７】続いて、記憶サブシステムがホストコンピ
ュータからログインされる際の処理について説明する。
本実施例では、一連のログイン処理を通じて、ホストコ
ンピュータを一意に識別するＷＷＮからＧＩＤ（グルー
プＩＤ）取得し、ログイン以降に使用されるホストコン
ピュータを一意に識別するＳ_ＩＤとＧＩＤを対応させ
る。
【００７８】ホストコンピュータが起動すると、図１５
の手順１５０１において、記憶サブシステムは、ＰＬＯ
ＧＩフレームを受信する。ＰＬＯＧＩフレームを受信し
た記憶サブシステムは、手順１５０２において、フレー
ムヘッダからホストコンピュータのＳ_ＩＤを、手順１
５０３において、データフィールドからホストコンピュ
ータのＷＷＮ（Ｎ_Ｐｏｒｔ_Ｎａｍｅ）を取得する。続
いて、記憶サブシステムは手順１５０４において、この
ＷＷＮとＳ_ＩＤとＧＩＤ（グループＩＤ）を図１６に
示す「ＷＷＮ_Ｓ_ＩＤ_ＧＩＤ変換テーブル」１６０１
に記録作成し、これを手順１５０５において、記憶サブ
システム内の不揮発メモリに保持する。ここでＧＩＤ
は、先に述べた、ユーザが設定する「ＬＵＮアクセス管
理テーブル」からＷＷＮをキーに検索することで得られ
る。「ＷＷＮ_Ｓ_ＩＤ_ＧＩＤ変換テーブル」１６５０
１は、記憶サブシステムのポート毎に作成される。
【００７９】このテーブルに登録されたＷＷＮをもつホ
ストコンピュータから、以後、コマンドが送信される
と、記憶サブシステムはそのフレームヘッダからＳ_Ｉ
Ｄを取得し、「ＷＷＮ_Ｓ_ＩＤ_ＧＩＤ変換テーブル」
１６０１を使用して、そのＳ_ＩＤに対応するＧＩＤを
知ることができる。記憶サブシステムは、この「ＷＷＮ
_Ｓ_ＩＤ_ＧＩＤ変換テーブル」を不揮発メモリ上に保
存すると、手順１５０６において、当該ホストコンピュ
ータのログインを承認した旨のＡＣＣフレームを送信す
る。記憶サブシステムからＡＣＣフレームを受信したホ
ストコンピュータは、これ以降、記憶サブシステムに対
してＩｎｑｕｉｒｙコマンドを発行することができる。
【００８０】続いて、ホストコンピュータからのＩｎｑ
ｕｉｒｙコマンド受信と、これに対する記憶サブシステ
ムのセキュリティ応答について説明する。図１７、図１
８は、この一連の処理の流れを示したものであり、図１
９は、この一連の処理の流れにおいて使用される各テー
ブルやパラメータの参照関係を示したものである。
【００８１】図１７の手順１７０１において、記憶サブ
システムは、ホストコンピュータからファイバチャネル
に規定されたＦＣＰ_ＣＭＮＤフレームを受信する。す
ると記憶サブシステムは、手順１７０２において、その
ＦＣＰ_ＣＭＮＤのデータフレームの内容を解析する。
【００８２】続いて記憶サブシステムは、手順１７０３
において、当該のＦＣＰ_ＣＭＮＤの内容がＩｎｑｕｉ
ｒｙコマンドであるか否かをチェックする。Ｉｎｑｕｉ
ｒｙコマンドでない場合、記憶サブシステムは手順１７
０４において、そのコマンドに対応した処理を実行す
る。一方、Ｉｎｑｕｉｒｙコマンドであった場合、記憶
サブシステムは手順１７０５において、当該ＦＣＰ_Ｃ
ＭＮＤフレームのヘッダからホストコンピュータのＳ_
ＩＤを取得し、手順１７０６において、当該ＦＣＰ_Ｃ
ＭＮＤフレームのデータフィールドのＦＣＰ_ＬＵＮか
ら対象とするＬＵＮを取得する。
【００８３】引き続き、記憶サブシステムは手順１７０
７において、得られたＳ_ＩＤをキーにして、図１６の
「ＷＷＮ_Ｓ_ＩＤ_ＧＩＤ 変換テーブル 」１６０１を
検索し、このＳ_ＩＤに対応するＧＩＤを取得する。こ
こまでの流れは、図１９の手順１９０１、１９０２、１
９０３の参照動作を指す。
【００８４】手順１９０３において、当該Ｓ_ＩＤに対
するＧＩＤがテーブル１６０１で検索されない場合、当
該ホストコンピュータにアクセス許可されたＬＵＮはユ
ーザによって登録されてなかったこととなり、当該ホス
トコンピュータからリクエストされたＬＵＮへのアクセ
スは拒絶される。
【００８５】続いて、手順１７０８（図１７）におい
て、このＧＩＤに対してアクセス許可されているＬＵＮ
情報を取得する。そして、手順１８０１（図１８）にお
いて、このＧＩＤをもつホストコンピュータのＩｎｑｕ
ｉｒｙコマンドから得られたＬＵＮが、「ＬＵＮアクセ
ス管理テーブル」上でアクセス許可されたＬＵＮとして
登録されているか否かを判定する。ここまでの流れは、
図１９の手順１９０４および１９０５の参照動作を指
す。
【００８６】手順１９０４〜１９０５における参照動作
では、ＧＩＤをキーに、Ｓ_ＩＤからアクセス許可され
たＬＵＮを検索しているが、このＧＩＤは個々のＷＷＮ
をグループ化してまとめた属性であるため、一般に、Ｇ
ＩＤ：アクセス許可されるＬＵＮ＝多：１の関係とな
る。これは、従来のＷＷＮをキーにしたＬＵＮセキュリ
ティのＷＷＮ：アクセス許可されるＬＵＮ＝１：１の関
係よりも、ホストコンピュータ側の分解能が下がる分、
検索動作が簡易になり一般に高速である。
【００８７】「ＬＵＮアクセス管理テーブル」（図１
１、図１２）の当該エントリに、手順１７０６で得られ
たＬＵＮが登録されている場合、当該ホストコンピュー
タからそのＬＵＮへのアクセスが許可されるため、記憶
サブシステムは手順１８０２（図１８）において、ホス
トコンピュータ応答用Ｉｎｑｕｉｒｙデータのクオリフ
ァイアに２進数の'０００'を、デバイスタイプに記憶サ
ブシステムのデバイスタイプコードをセットする。
【００８８】一方、「ＬＵＮアクセス管理テーブル」の
当該エントリに、手順１７０６で得られたＬＵＮが仮想
ＬＵＮとして登録されていない場合、当該ホストコンピ
ュータからその仮想ＬＵＮへのアクセスは拒絶されるた
め、記憶サブシステムは手順１８０３において、ホスト
コンピュータ応答用Ｉｎｑｕｉｒｙデータのクオリファ
イアに２進数の'００１'または、'０１１'を、デバイス
タイプに１６進数の'１Ｆ'をセットする。
【００８９】次に記憶サブシステムは、手順１８０４に
おいて、ＦＣＰ_ＤＡＴＡフレームに上記の応答用Ｉｎ
ｑｕｉｒｙデータをセットして、ホストコンピュータへ
送信する。続いて記憶サブシステムは、手順１８０５に
おいて、ホストコンピュータのＩｎｑｕｉｒｙコマンド
の応答を完了したことを示すＦＣＰ_ＲＳＰフレームを
送信する。
【００９０】図１８の手順１８０２、１８０４に引き続
いて、Ｉｎｑｕｉｒｙデータを含むＦＣＰ_ＤＡＴＡを
記憶サブシステムから受信したホストコンピュータは、
当該ＬＵＮへのアクセスは可能と判断し、以降、当該Ｌ
ＵＮへのアクセス可否を再度問い合わせることなく、ア
クセスを継続することができる。ここで、当該ホストコ
ンピュータがアクセスするＬＵＮは、実際にはＬＵＮと
一意に対応づけられた記憶サブシステム内の記憶領域＃
となる。
【００９１】一方、手順１８０３、１８０４に引き続い
て、Ｉｎｑｕｉｒｙデータを含むＦＣＰ_ＤＡＴＡを記
憶サブシステムから受信したホストコンピュータは、当
該ＬＵＮへのアクセスは不可能と判断し、以降、当該Ｌ
ＵＮへのアクセス可否を再度問い合わせることはなく、
アクセスもしない。
【００９２】本実施例では、上記したようにホストコン
ピュータがアクセス可否を当該ＬＵＮへ問い合わせるの
は、Ｉｎｑｕｉｒｙコマンド発行時だけである。つま
り、ログインが有効である間は、この問い合わせを繰り
返し行う必要がない。これにより、ホストコンピュータ
と記憶サブシステム間のデータ転送効率を落とすことな
く、強固なＬＵＮセキュリティを実現できる。
【００９３】尚、ＬＵＮから記憶サブシステム内の記憶
領域＃へのマッピングに「記憶領域＃＝ｆ（ＧＩＤ、Ｌ
ＵＮ）」という相関関係をもたせた関数ｆとすれば、有
効なＧＩＤかつＬＵＮ値に対しては有効な記憶領域＃が
出力され、それ以外に対しては有効な記憶領域＃が出力
されないこととなる。
【００９４】ここでｆ（ｎ、ｍ）は、ＧＩＤとＬＵＮを
パラメタに、ホストコンピュータに開示されたＬＵＮを
記憶サブシステム内の記憶領域＃にマッピング変換する
関数である。これにより、Ｉｎｑｕｉｒｙコマンド以降
のＷｒｉｔｅコマンドやＲｅａｄコマンドにおいて、手
順１９０１〜１９０５の検索動作を伴わずに、指定ＬＵ
Ｎから記憶領域＃への変換動作中にアクセス可否チェッ
クを最小限のオーバーヘッドで行うことができる。
【００９５】以上のように、同一ポート配下で複数ホス
トコンピュータ群をグループ化して扱い、そのグループ
単位にＬＵの割当てをユーザが任意に選択・設定可能な
方法で実施することにより、ホストコンピュータ側の既
存の処理、制限その他の機能を変えることなく、ＬＵＮ
セキュリティを高速な判定ロジックと記憶サブシステム
内の記憶領域高効率使用と共に実現することができる。
【００９６】本実施例では、ファイバチャネルを例に説
明したが、実施においては、必ずしもファイバチャネル
に限定する必要はなく、同等機能を提供可能なプロトコ
ル環境であれば、その種別は問わない。また、記憶サブ
システムに関しても、本実施例では、主にディスクアレ
イ装置を想定して記述しているが、通常の磁気ディスク
装置や、記憶装置を媒体可換の光ディスクライブラリ
や、テープライブラリなどに置換することも可能であ
る。
【００９７】更には、最近のＳＡＮ環境の仮想化（Ｖｉ
ｒｔｕａｌｉｚａｔｉｏｎ）を考慮して、本発明を複数
の記憶サブシステム間で実施してもよい。この場合、前
記の各テーブルの定義・設定事項は、１つの記憶サブシ
ステム上で実施され、その他の記憶サブシステム内の論
理ユニットに、その定義・設定が及ぶよう連絡通信経路
を設け、１つの記憶サブシステムで集中して制御するよ
う構成する。
【００９８】また、このような集中制御およびそれに必
要なテーブルの定義は、必ずしも特定の記憶サブシステ
ム上で行う必要はなく、複数の記憶サブシステムとＦｉ
ｂｒｅＣｈａｎｎｅｌその他共通インタフェースで接続
され、複数の記憶サブシステム内の論理ユニットが認識
可能であれば、ホストコンピュータ上のプログラム処
理、またはスイッチング・ハブやルータ上の内部処理に
もたせてもよい。このようにＦｉｂｒｅＣｈａｎｎｅｌ
等のネットワークで結合された複数の記憶サブシステム
間で本発明におけるＬＵＮセキュリティを実現する場合
では、アクセス許可された論理ユニットを内包した記憶
サブシステム群と、ホストコンピュータ・グループと接
続するポートをもつ記憶サブシステムやスイッチ、ルー
タは、同一筐体に属している必要はない。
【００９９】
【発明の効果】コンピュータの既存の処理、制限その他
の機能を変更せずに、記憶サブシステム内の管理テーブ
ルを用いることによって、ユーザが任意にグループ化し
たホストコンピュータ群に、ユーザの運用希望に沿った
形式で、記憶サブシステム内の論理ユニットを開示し、
そのグループ単位で記憶サブシステム内のＬＵに対する
アクセス可否を制限し、同時に、そのグループ単位に接
続上のインターフェース設定が可能なセキュリティ機能
を記憶サブシステムの単一ポート配下で提供することが
できる。
【０１００】更に、記憶サブシステム内のＬＵに対する
アクセス可否判定は、Ｉｎｑｕｉｒｙコマンドのような
問合せコマンド発行時点で判明するため、それ以降この
判定を繰り返す必要がないため、記憶サブシステムを高
い性能で維持運用しながら、ＬＵに対する強固なセキュ
リティ機能を確保することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の実施の形態におけるハードウェアの構
成図である。
【図２】本発明の実施の形態におけるフレーム・フォー
マットおよびそのフレーム・ヘッダの詳細を示す図であ
る。
【図３】本発明の実施の形態におけるログインプロセス
を示す図である。
【図４】本発明の実施の形態におけるＩｎｑｕｉｒｙコ
マンド送信時のフレーム・フォーマットの詳細を示す図
である。
【図５】本発明の実施の形態におけるＩｎｑｕｉｒｙコ
マンドによる論理ユニットへのアクセス問合せシーケン
スを示す図である。
【図６】本発明の実施の形態におけるＬＵＮセキュリテ
ィの処理シーケンス概要を示すフローチャートである。
【図７】本発明を利用しないことによる不完全な「ＬＵ
Ｎアクセス管理テーブル」のフォーマットおよび、その
第一の例を示す図である。
【図８】図７の状態を視覚的に示した図である。
【図９】本発明を利用しないことによる不完全な「ＬＵ
Ｎアクセス管理テーブル」のフォーマットおよび、その
第２の例を示す図である。
【図１０】図９の状態を視覚的に示した図である。
【図１１】本発明の実施の形態における「ＬＵＮアクセ
ス管理テーブル」のフォーマットおよび、その第一の利
用例を示す図である。
【図１２】本発明の実施の形態における「ＬＵＮアクセ
ス管理テーブル」のフォーマットおよび、その第２の利
用例を示す図である。
【図１３】本発明の実施の形態におけるＬＵＮセキュリ
ティの効果を視覚的に示した図である。
【図１４】本発明の実施の形態における「ＬＵＮアクセ
ス管理テーブル」の作成シーケンスを示すフローチャー
トである。
【図１５】本発明の実施の形態における「ＷＷＮ_Ｓ_Ｉ
Ｄ_ＧＩＤ変換テーブル」の作成シーケンスを示すフロ
ーチャートである。
【図１６】本発明の実施の形態における「ＷＷＮ_Ｓ_Ｉ
Ｄ_ＧＩＤ変換テーブル」のフォーマットの第一の利用
例を示す図である。
【図１７】本発明の実施の形態におけるＬＵＮセキュリ
ティのホストコンピュータ送信のＩｎｑｕｉｒｙコマン
ドに対するＬＵＮアクセス可否判定シーケンスを示すフ
ローチャートである。
【図１８】図１７のフローチャートの続きを示すフロー
チャートである。
【図１９】本発明の実施の形態におけるＬＵＮセキュリ
ティの各テーブル間の参照関係を示す図である。
【符号の説明】
１０１……発明実施形態におけるハードウェア構成図、
２０１……フレーム・フォーマット、 ２０７……フ
レーム・ヘッダの詳細、２０８……Ｓ_ＩＤ、４０６…
…ＦＣＰ_ＣＭＮＤフレーム・フォーマット、７０４…
…不完全な「ＬＵＮアクセス管理テーブル」の第１の
例、８０１……記憶サブシステム、９０１……不完全な
「ＬＵＮアクセス管理テーブル」の第２の例、１００１
……記憶サブシステム、１１０１……「ＬＵＮアクセス
管理テーブル」の第１の例、１２０１……「ＬＵＮアク
セス管理テーブル」の第２の例、１３０１……記憶サブ
システム、１３０２……記憶サブシステムのポート配下
に定義されたＬＵ群ＬＵＡ０〜ＬＵＡ４、 ＬＵＢ０〜
ＬＵＢ２、ＬＵＣ０〜ＬＵＣ３、１６０１……「ＷＷＮ
_Ｓ_ＩＤ_ＧＩＤ変換テーブル」の第一の例。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 内海 勝広 神奈川県小田原市中里322番地２号 株式 会社日立製作所ＲＡＩＤシステム事業部内 (72)発明者 五十嵐 良典 神奈川県小田原市中里322番地２号 株式 会社日立製作所ＲＡＩＤシステム事業部内 (72)発明者 堀 幸一 神奈川県小田原市中里322番地２号 株式 会社日立製作所ＲＡＩＤシステム事業部内 Ｆターム(参考） 5B017 AA04 BA06 BB06 CA16 5B065 BA01 CA02 CA11 PA13 5B082 EA11 JA01

Claims (9)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】複数のコンピュータに接続するためのイン
    タフェースを適用可能なポートと、 前記ポートを経由して前記コンピュータからアクセス可
    能な論理ユニットと、 前記論理ユニットに格納すべきデータを格納する１つ又
    は複数の記憶装置と、 前記記憶装置に対してデータの読み書きを制御する記憶
    制御装置を有する記憶サブシステムにおいて、 前記論理ユニットにアクセスするコンピュータを、重複
    を許して、グループに分け、 各グループに１つ又は複数の論理ユニットを割り当て、 割り当てた論理ユニットと前記記憶装置の記憶領域と
    を、重複を許して、対応させる管理テーブルを設けたこ
    とを特徴とする記憶サブシステム。
  2. 【請求項２】請求項１記載の記憶サブシステムであっ
    て、前記管理テーブルは、更に、 前記グループ分けしたコンピュータの各グループと、前
    記割り当てられた論理ユニットとを対応させるインタフ
    ェース情報を有する記憶サブシステム。
  3. 【請求項３】請求項１記載の記憶サブシステムであっ
    て、更に、保守用端末装置を接続可能な通信制御部を有
    し、 前記通信制御部に通信回線を介して保守用端末装置を接
    続し、前記管理テーブルの内容を変更できる記憶サブシ
    ステム。
  4. 【請求項４】請求項１記載の記憶サブシステムにおい
    て、 前記割り当てた論理ユニットと前記記憶装置の記憶領域
    とを、重複を許して、対応させることにより、前記クル
    ープ分けされた各グループ相互の論理ユニット単位での
    セキュリティを機能させることを特徴とする記憶サブシ
    ステム。
  5. 【請求項５】請求項１記載の記憶サブシステムにおい
    て、 前記ポートを経由してアクセスしてくるコマンドから、
    そのコマンドを送出したコンピュータを特定する情報を
    抜き出し、 その特定する情報が前記管理テーブルに存在したとき
    は、前記グループに分けたコンピュタであるとして、前
    記割り当てた論理ユニットへのアクセスを許し、 その特定する情報が前記管理テーブルに存在しなかった
    ときは、前記グループに分けたコンピュータでないとし
    て、前記アクセス可能な論理ユニットへのアクセスを許
    さない機能を有する記憶サブシステム。
  6. 【請求項６】請求項５記載の記憶サブシステムにおい
    て、 前記機能を、コンピュータの問合せコマンド発行の際に
    のみ発揮させ、一度、前記割り当てた論理ユニットへの
    アクセスを許した後は、前記問合せに係るコンピュータ
    からのコマンドを受け付ける記憶サブシステム。
  7. 【請求項７】請求項６記載の記憶サブシステムにおい
    て、 前記割り当てた論理ユニットへのアクセスを許した後
    は、当該論理ユニットの番号と、当該論理ユニットに対
    応した前記記憶装置の記憶領域の番号との対応付けに
    は、前記問合せに係るコンピュータのグループの番号を
    使用する記憶サブシステム。
  8. 【請求項８】複数のコンピュータ又は記憶サブシステム
    に接続するためのインタフェースを適用可能なポート
    と、 前記ポートを経由して前記コンピュータからアクセス可
    能な論理ユニットと、 前記論理ユニットに格納すべきデータを格納する１つ又
    は複数の記憶装置と、 前記記憶装置に対してデータの読み書きを制御する記憶
    制御装置を有する記憶サブシステムにおいて、 前記論理ユニットにアクセスするコンピュータを、重複
    を許して、グループに分け、 各グループに１つ又は複数の論理ユニットを割り当て、 割り当てた論理ユニットと前記記憶装置の記憶領域と
    を、重複を許して、対応させる管理テーブルを、 前記ポートを介して接続された記憶サブシステムと共用
    することを特徴とする記憶サブシステム。
  9. 【請求項９】複数のコンピュータ、ハブ、スイッチ又は
    ルーターに接続するためのインタフェースを適用可能な
    ポートと、 前記ポートを経由して前記コンピュータからアクセス可
    能な論理ユニットと、 前記論理ユニットに格納すべきデータを格納する１つ又
    は複数の記憶装置と、 前記記憶装置に対してデータの読み書きを制御する記憶
    制御装置を有する記憶サブシステムにおいて、 前記論理ユニットにアクセスするコンピュータを、重複
    を許して、グループに分け、 各グループに１つ又は複数の論理ユニットを割り当て、 割り当てた論理ユニットと前記記憶装置の記憶領域と
    を、重複を許して、対応させる管理テーブルを、 前記ポートを介して接続されたコンピュータ、ハブ、ス
    イッチ又はルーターと共用することを特徴とする記憶サ
    ブシステム。
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