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JP2002189570A - 記憶システムの二重化方法および記憶システム - Google Patents

記憶システムの二重化方法および記憶システム

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JP2002189570A
JP2002189570A JP2000391833A JP2000391833A JP2002189570A JP 2002189570 A JP2002189570 A JP 2002189570A JP 2000391833 A JP2000391833 A JP 2000391833A JP 2000391833 A JP2000391833 A JP 2000391833A JP 2002189570 A JP2002189570 A JP 2002189570A
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storage system
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vol
volume
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JP2000391833A
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泰明 中村
Hideo Tabuchi
英夫 田渕
Akinobu Shimada
朗伸 島田
Toshio Nakano
俊夫 中野
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Hitachi Ltd
Original Assignee
Hitachi Ltd
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Publication date
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Priority to EP01103971A priority patent/EP1217523A1/en
Priority to US09/797,479 priority patent/US6754792B2/en
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Priority to US10/763,603 priority patent/US6978347B2/en
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Abstract

(57)【要約】 【課題】リモートコピー機能において、データ内容の一
貫性を保持するグループとして定義されたペア論理ボリ
ューム群において、前記グループ内の全ペア論理ボリュ
ームの二重化を完了するまでの時間を削減し早期二重化
を図る。 【解決手段】コピーを一時停止するような事象が発生し
た場合、一時停止の原因が解消してから前記グループ内
のペア論理ボリューム群を一度に二重化を開始するかわ
りに、一時停止の原因と関係ない前記グループ内のペア
論理ボリュームから順次二重化を実施するようにする。 【効果】 一時停止の原因に関係しない、前記グループ
内の全ペア論理ボリュームの二重化を完了するまでの時
間を削減できる。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータが参
照及び更新するためのデータを格納する記憶システムに
係わり、特に記憶システムの保有するデータを二重化す
る方法及びその記憶システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】メインのデータセンターで保有するディ
スクサブシステム（記憶システム）のデータは、地震等
の災害により消失する恐れがある。この消失に備え、遠
隔地のリモートセンターのディスクサブシステム（記憶
システム）に、そのデータのコピーを作成し、即ち、デ
ータを二重化しておくことで、このデータ消失をリカバ
ーする方法がある。そして、このデータを二重化する方
法は、いわゆるリモートコピー機能により既にいくつか
実用化されている。
【０００３】リモートコピー機能は、メインセンターが
保有するデータの内容をリモートセンター側に、単にあ
る時点のデータ内容としてバックアップする機能を提供
するだけでなく、メインセンター内のホストコンピュー
タ（上位装置）からディスクサブシステムにデータの更
新（書き込み）指示があったとき、リモートセンターの
ディスクサブシステムに対しても、当該更新データを書
き込む機能である。これにより、メインセンターのシス
テムで何らかの障害が発生し、メインセンターにあるデ
ィスクサブシステムのデータが使用不可能になった場
合、リモートセンターのディスクサブシステムが保有す
るデータを使用することで、即座にメインセンターでの
処理を引き継ぐことができる。
【０００４】この場合にリモートセンター側のディスク
サブシステムでは、メインセンターでの処理を引き継ぐ
ために、障害時のメインセンター側のデータと整合性を
持ったデータを保有している必要がある。言い換えれば
メインセンターでのデータ更新の順序と、リモートセン
ターの更新順序が整合していなければならない。
【０００５】このような更新順序の整合性を保持する技
術がいくつか公開されている。例えば特開平６−２９０
１２５および特開平１１−８５４０８によるメインセン
ターのディスクサブシステムの更新処理とは非同期にコ
ピーを行うリモートコピーのシステムでは、データに付
与された時刻情報に基づいてリモートセンターの上位装
置もしくはディスクサブシステムが、更新データ反映処
理を実行する。
【０００６】また例えばデータベースをリモートコピー
機能により二重化する場合では、二重化の対象となるデ
ータの例としてはデータベースのデータ本体と、データ
更新の履歴を記録するログデータがある。データ本体と
ログデータはそれぞれが密接に関連しており、データ更
新のトランザクションが発生した際は、データベースは
データ本体の更新に加えログデータへ更新内容を書き込
むことでデータ更新のトランザクションを完了し、デー
タ内容の整合性を保証する。このような方法によりデー
タ内容の整合性を保証しているデータベースでは、信頼
性の観点からデータ本体とログデータを異なるディスク
サブシステムのボリュームに記録されるようにシステム
設計が行われることが多い。そして、この様な、互いに
異なるディスクサブシステムの各ボリュームに格納され
たデータ本体とログデータをリモートコピー機能により
二重化する場合においても、リモートセンターのボリュ
ームにコピーしたデータ本体とログデータの内容は整合
性を保った状態でなければならない。このためリモート
コピー機能ではメインセンターでデータ本体とログデー
タを異なるディスクサブシステムのボリュームに記録さ
れている場合においても、メインセンターで更新された
順序と同じ順序でリモートセンターにおいてもデータを
更新する必要がある。これを実現するため、現状、リモ
ートコピー実行の対象とするメインセンター内ディスク
サブシステムが保有するボリューム（コピー元ボリュー
ム）とリモートセンター内ディスクサブシステムが保有
するボリューム（コピー先ボリューム）を一組のペアボ
リュームとし、ペアボリュームの集合を一つのグループ
（以下、ボリュームグループと呼ぶ）として一括管理す
ることで、リモートセンターでの更新順序を保持しデー
タ内容の整合性を保証している。
【０００７】そして、メインセンター側からリモートセ
ンター側へデータ本体やログデータを送信する際、公衆
網を介して通信する場合がある。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】従来技術によれば、メ
インセンターとリモートセンター間のデータ内容の整合
性が必要なペア論理ボリュームの集合（ペア論理ボリュ
ーム群）は、一つのグループ（ボリュームグループ）と
して一括管理された制御を必要とする。このような制御
方式において、例えばメインセンターとリモートセンタ
ーの各ディスクサブシステムを接続するためのデータ伝
送路を形成している複数のデータ転送機器の一部を計画
的な保守等により停止する場合、データ内容の整合性を
保持するため、ボリュームグループ内の全てのペア論理
ボリュームについてコピー元からコピー先へのコピーを
一時停止した状態（以下、本状態をサスペンドと呼ぶ）
にする必要がある。サスペンドにした後、停止していた
データ伝送路を再び起動することで、ボリュームグルー
プ内ペア論理ボリューム群を再度二重化（以下、ペア再
形成と呼ぶ）することができる。
【０００９】しかしボリュームグループによる一括管理
は、例えば複数のデータ伝送機器の内、一部の機器の停
止であっても、内容一貫性の保持のため、二重化保持に
影響のないペア論理ボリュームもサスペンドにし、一部
の機器を再起動終了するまで、このサスペンドを継続し
ていた。このためサスペンドが終了した後のペア再形成
において、リモートコピーの構成として対象とする容量
が大規模であるほど、ペア再形成時の二重化（コピー）
が完了する時間に膨大な時間を要することになってい
た。即ち、コピー元からコピー先へボリュームグループ
内の各ペア論理ボリュームに属するデータ（大規模容
量）を送付する際、サブシステム内の複数のデータ転送
機器から並行してデータを送信しようとしても、これら
複数のデータは、公衆網へ送出される段階で、複数のデ
ータ転送機器の総容量より少ない容量の公衆回線に送出
されるので、ペア再形成時の二重化が完了するまでに要
する時間が膨大となっていた。
【００１０】本発明の目的は、ボリュームグループ内の
ペア論理ボリューム群において、リモートコピー一時停
止後、ペア論理ボリューム群のペア再形成時の二重化が
完了する時間を短縮する方法を提供するものである。
【００１１】
【課題を解決するための手段】上記目的は、第１記憶シ
ステムが有する複数の論理ボリュームのデータを、第２
記憶システムへコピーする記憶システムにおいて、前記
複数の論理ボリュームのうち、ある論理ボリュームのデ
ータを、前記第２記憶システムへコピーを開始する第１
ステップと、前記複数の論理ボリュームのうち、前記あ
る論理ボリューム以外の他の論理ボリュームのデータ
を、前記第１ステップに遅れて前記第２記憶システムへ
コピーを開始する第２ステップとを設けることによって
達成される。
【００１２】
【発明の実施の形態】本発明は、データ内容の整合性を
保証したボリュームグループ内の全てのペア論理ボリュ
ーム群のコピーが一時停止した状態（サスペンド）にな
った場合、ボリュームグループ内の一部のペア論理ボリ
ュームを選択し、ボリュームグループの中から順次ボリ
ューム単位にペア再形成していくことを許可する二重化
方式である。言い換えればサスペンドにした後、従来技
術ではデータ内容の整合性からボリュームグループの全
ペア論理ボリュームを一斉にペア再形成する必要があっ
たが、本発明は、即ペア再形成が可能なペア論理ボリュ
ームはすぐにペア再形成を実行し、またペア再形成が不
可能なペア論理ボリュームについては不可能な理由が取
り除かれた（例えばデータ伝送機器の復旧）後にペア再
形成を実行する。これにより、ボリュームグループ単位
で一括してペア再形成を実施する場合よりも、ペア再形
成が不可能な理由が取り除かれた後のペア再形成を対象
とする容量が少なくなるので、ボリュームグループ内ペ
ア論理ボリュームの二重化が完了する時間を短縮するこ
とが可能である。
【００１３】また本発明では順次ボリューム単位にペア
再形成を実施することで、ペア再形成中にコピー先ボリ
ューム間でデータ内容の一貫性はない。仮にペア再形成
中にペア論理ボリュームのいずれかに障害が発生した場
合、メインセンターのコピー元ボリュームのデータ復元
にコピー先ボリュームを活用することはできない。これ
はデータベースを例にとると、データ本体を書き込んで
いるコピー先ボリュームとログデータを書き込んでいる
コピー先ボリュームとで時間をずらしてペア再形成を実
行するため、両データのペア再形成を終了しないとデー
タ内容の一貫性はないことになる。これを回避するため
本発明ではペア再形成を実施する前に、サスペンドにし
た時点のコピー先ボリュームの複製を、ディスクサブシ
ステムがコピー先ボリュームとは別のボリュームに作成
する。これにより、ペア再形成中にペア論理ボリューム
のいずれかに障害が発生した場合においても当該複製を
利用することで、サスペンドにした時点までのデータを
復元することができる。
【００１４】以下、図面を参照しながら本実施形態につ
いて説明する。但し下記の説明に本発明が限定されるわ
けではない。
【００１５】図１は、各々上位装置を装備する２つのデ
ータセンターの間でデータの二重化を行うシステムの構
成図である。
【００１６】メインセンター１０１側のデータ記憶シス
テムであるディスクサブシステム（ＭＣＵ）１０２とリ
モートセンター１０３側のデータ記憶システムであるデ
ィスクサブシステム（ＲＣＵ）１０４は、両センタ内の
上位装置（ホスト）１０５，１０６を介さずに互いに接
続され、ＭＣＵ１０２が保有するデータをＲＣＵ１０４
へ二重化を行うリモートコピーシステムを実現してい
る。
【００１７】メインセンター１０１においてＭＣＵ１０
２は、インタフェースケーブル１０７を介してＭＣＵ１
０２に対し、参照及び更新のデータ処理を行う中央処理
装置（ＣＰＵ）を持つ上位装置１０５に接続されてい
る。また、ＭＣＵ１０２は、上位装置１０５から参照及
び更新処理を行うためのデータを格納する複数の一次ボ
リューム（Ｐ−ＶＯＬ）１０８（１０８−１，１０８−
２、・・・、１０８−ｎ）を有する。
【００１８】一方、リモートセンター１０３において、
ＲＣＵ１０４は、インタフェースケーブル１１０を介し
てＣＰＵを持つ上位装置１０６に接続されている。この
上位装置１０６は、メインセンター１０１の上位装置１
０５が災害や故障等により本来の機能が果たせなくなっ
た場合に、上位装置１０５の代替となって処理を行うこ
とができる。また災害や故障時以外にも、ＲＣＵ１０４
に格納されているデータを利用して、メインセンター１
０１の上位装置１０５とは異なる処理を上位装置１０５
とは独立に実行することもできる。更に、ＲＣＵ１０４
には上位装置１０６から参照及び更新処理を行うための
データを格納した複数の二次ボリューム（Ｓ−ＶＯＬ）
１１１（１１１−１，１１１−２、・・・、１１１−
ｎ）と三次ボリューム（Ｔ−ＶＯＬ）１１２（１１２−
１，１１２−２、・・・、１１２−ｎ）を保有する。
【００１９】メインセンター１０１内の上位装置１０５
からＭＣＵ１０２が有するＰ−ＶＯＬ（１０８−１、１
０８−２、・・・、１０８−ｎ）に対しデータの書込み
指示があった場合、各Ｐ−ＶＯＬおよび各Ｓ−ＶＯＬ
（１１１−１、１１１−２、・・・、１１１−ｎ）に対
応する各インタフェースケーブル（１０９−１、１０９
−２、・・・、１０９−ｎ）を介して、リモートセンタ
ー１０３内のＲＣＵ１０４が有するＳ−ＶＯＬ（１１１
−１、１１１−２、・・・、１１１−ｎ）へ向けて、送
出される。この際、インタフェースケーブルから送出さ
れた書込みデータは、途中、回線多重分離かつ公衆網イ
ンタフェース（Ｉ／Ｆ）部１３０で多重され、公衆網上
のある特定の公衆回線１４０経由でＳ−ＶＯＬへ向けて
送出される。つまり、Ｓ−ＶＯＬへの書込みデータのコ
ピーにおいては、全ての書込みデータが本公衆回線１４
０上を通過することになる。従って、この公衆回線上に
一度に大きなトラヒックがかかると、ここがボトルネッ
クになることになる。なお公衆網Ｉ／Ｆ部１３０はイン
タフェースケーブルと１対１で接続されていても構わな
い。
【００２０】本発明は、大きなトラヒックがこの公衆回
線上に一度にかかるボリュームグループの一時停止後の
ペア再同期において、このトラヒックピークを時間的に
分散し、ペア再同期にかかる時間を短縮するものであ
る。後で、更に説明する。
【００２１】図２は、ＭＣＵ１０２の内部構成を示すも
のである。ＭＣＵ１０２は、上位装置（ホスト）からの
データ授受を行うインタフェース制御部１１５と、上位
装置から参照または更新されるデータを一時的に格納す
るメモリ１１６と、リモートコピーが一時停止中の更新
データの格納位置に関する情報を格納するリモートコピ
ー制御情報格納部１１７と、上位装置１０５のデータを
記録する記録媒体としての磁気ディスクドライブ１１
８、これらのデータのやり取りを制御するマイクロプロ
セッサ１１９、これらの要素を制御するディスクアレイ
サブシステム制御部１２０、それに加えてリモートコピ
ーのコピーの実行状態の監視、および、リモートコピー
をどのような設定にて行うかをユーザが設定できるサー
ビスプロセッサパネル１２１を備える。ここで、磁気デ
ィスクドライブ１１８は、ＭＣＵ１０２には上位装置１
０５から参照及び更新処理を行うためのデータを格納し
た図１に示す複数の一次ボリューム（Ｐ−ＶＯＬ）１０
８（１０８−１，１０８−２、・・・、１０８−ｎ）を
有する。
【００２２】また図２のＭＣＵ１０２は、リモートセン
タ１０３とデータの送受信を行うためのインタフェース
制御部１１５を有する。そして、このインタフェース制
御部１１５から、図１で示したインタフェースケーブル
１０９−１、１０９−２、・・・、１０９−ｎが接続さ
れる。これらインタフェースケーブルは、回線多重分離
・公衆網Ｉ／Ｆ部１３０に接続される。回線多重分離・
公衆網Ｉ／Ｆ部１３０は、各インタフェースケーブルか
ら受け取ったデータを、公衆回線１４０を介してリモー
トセンター側の回線多重分離・公衆網Ｉ／Ｆ部１３１に
送信する。リモートセンター側の回線多重分離・公衆網
Ｉ／Ｆ部１３１は、ＲＣＵ１０４内のインタフェース制
御部とインタフェースケーブルを介して接続される。こ
の構成のため、メインセンターからリモートセンターへ
リモートコピーを行う場合、各サブシステム内では各論
理ボリューム対応に互いに異なる通信路でデータ転送可
能であるが、公衆網上では全ての論理ボリュームに対す
る通信が１つの公衆回線上で行われることとなり、デー
タ転送の負荷が集中する。本願発明では、特に負荷が集
中するペア再同期時の負荷を時間的に分散し、ペア再同
期に要する時間を短縮する方法を提供する。
【００２３】なお、センター間を結ぶインタフェースケ
ーブル１０９には、例えばＬＥＤ駆動装置によって駆動
されている光ファイバリンクや、光ファイバケーブルを
用いて一般にファイバチャネルと呼ばれるインタフェー
スプロトコルで駆動されものである。また公衆回線１４
０とはT3ネットワークやATMネットワークに代表される
電気通信リンク、および公衆網Ｉ／Ｆ部１３０はチャネ
ルエクステンダやファイバチャネルスイッチに代表され
るインタフェースの接続距離を延長できるデータ転送機
器である。従ってＭＣＵ１０２とＲＣＵ１０４の間に
は、途中に一般のファイバチャネルを接続したり、T3ネ
ットワーク等と接続することも可能である。
【００２４】図１に戻り、説明を続ける。ＭＣＵ１０２
は、上位装置１０５からＭＣＵ１０２が保有するＰ−Ｖ
ＯＬ１０８への通常の参照及び更新処理と、Ｐ−ＶＯＬ
１０８のデータをＲＣＵ１０４が保有するＳ−ＶＯＬ１
１１へコピーする制御を行う。
【００２５】具体的には、ＭＣＵ１０２は、Ｐ−ＶＯＬ
１０８とコピー対象のＳ−ＶＯＬ１１１の一組の論理ボ
リュームをペアとして、例えばＰ−ＶＯＬ１０８−１と
ペアを成すのがＳ−ＶＯＬ１１１−１、Ｐ−ＶＯＬ１０
８−２とペアを成すのがＳ−ＶＯＬ１１１−２といった
ペア論理ボリュームの構成とペア論理ボリュームのコピ
ー実行状態（ステータス）を管理する。ＲＣＵ１０４
は、ＭＣＵ１０２から送信されたデータの書き込みの実
行とペア論理ボリュームの構成およびステータスを管理
する。
【００２６】ここでステータスとは、Ｐ−ＶＯＬ１０８
とＳ−ＶＯＬ１１１間のコピー実行状態を示すものであ
り、「デュプレックス」「サスペンド」の２つの状態で
ある。「デュプレックス」は、Ｐ−ＶＯＬ１０８とＳ−
ＶＯＬ１１１でペアの関係を維持した二重化の状態、言
い換えればＰ−ＶＯＬ１０８の更新処理を逐次Ｓ−ＶＯ
Ｌ１１１へ反映する状態である。「サスペンド」は、ペ
アの関係を維持したままＰ−ＶＯＬ１０８の更新データ
をＳ−ＶＯＬ１１１へ反映する処理を一次中断した状態
である。これらステータスは、上位装置上のアプリケー
ション１１３、１１４もしくはディスクサブシステム内
のサービスプロセッサパネル１２１、ディスクサブシス
テムとＬＡＮで直接に接続されたコンソール上のアプリ
ケーションからペア論理ボリュームに対して発行するコ
マンドによって遷移させることができる。
【００２７】また本実施例ではデータ内容の一貫性を保
持するボリュームグループをＰ−ＶＯＬ１０８とＳ−Ｖ
ＯＬ１１１のペア論理ボリュームとする。これによりペ
ア論理ボリュームがデュプレックスのステータスにある
時、Ｐ−ＶＯＬ１０８の更新順序とＳ−ＶＯＬ１１１の
更新反映の順序を一致させ、Ｐ−ＶＯＬ１０８とＳ−Ｖ
ＯＬ１１１のデータ内容に一貫性を保持させる。
【００２８】さらに本実施例におけるＲＣＵ１０４が保
有するＴ−ＶＯＬ１１２は、ボリュームグループとして
定義したＰ−ＶＯＬ１０８とＳ−ＶＯＬ１１１の全ペア
論理ボリュームをサスペンドにした時点のＳ−ＶＯＬ１
１１の複製を格納した論理ボリューム群である。なお本
実施例におけるＳ−ＶＯＬ１１１の複製をＴ−ＶＯＬ１
１２に作成する技術は、ここでは詳細に記述しないが、
リモートコピー機能がディスクサブシステム間でデータ
を二重化する技術であるのに対し、当該作成技術は同一
ディスクサブシステム内でデータを二重化する公知の技
術を利用したものである。本実施例では、Ｓ−ＶＯＬ１
１１と同一ディスクサブシステム内のＴ−ＶＯＬ１１２
を一組のペア論理ボリュームとしてＳ−ＶＯＬ１１１の
データをＴ−ＶＯＬ１１２に二重化したものである。
【００２９】図４、図５（図４の続き）は、図１のリモ
ートコピーの構成においてＭＣＵ１０２とＲＣＵ１０４
によってデータを二重化している運用を行っている場
合、インタフェースケーブル１０９と公衆網Ｉ／Ｆ部１
３０で構成されている一部のデータ転送機器の保守等に
よる予期せぬ障害、あるいは計画的な停止によって、二
重化していたボリュームグループ内の全ペア論理ボリュ
ームのコピーを一旦停止し、再びボリュームグループ内
の全ペア論理ボリュームを二重化するまでの処理の手順
を示す図である。この図の説明を通し、本発明である、
コピーの一時停止後の全ペア論理ボリュームの二重化に
必要な時間を短縮する手順を具体的に説明する。なお、
本説明においては、各ペア論理ボリュームの状態を説明
するために、必要に応じて図６および図７（図６の続
き）を用いる。
【００３０】まず処理を行う前提条件を説明する。デー
タ転送機器（インタフェースケーブルを構成する）の停
止前は、ＭＣＵ１０２内のＰ−ＶＯＬ１０８とＲＣＵ１
０４内のＳ−ＶＯＬ１１１がペア論理ボリューム、およ
びＲＣＵ１０４内のＳ−ＶＯＬ１１１とＴ−ＶＯＬ１１
２がペア論理ボリュームとして形成され、各ペア論理ボ
リュームのステータスはデュプレックスであるとする。
この状態では、上位装置１０５がＭＣＵ１０２の各Ｐ−
ＶＯＬ１０８に対して更新処理を行うと、当該更新デー
タはリモートコピーによりＲＣＵ１０４内のＳ−ＶＯＬ
１１１へ反映され、かつＲＣＵ１０４内でＳ−ＶＯＬ１
１１を経由してＳ−ＶＯＬ１１１とペアを成すＴ−ＶＯ
Ｌ１１２へ反映されることになり、これら３つの論理ボ
リューム間のデータ内容は全て一致している。
【００３１】また他の前提条件として、図１および図２
で説明したように、ＭＣＵ１０２とＲＣＵ１０４間のデ
ータ転送に用いるインタフェースケーブル１０９は複数
存在し（１０９−１、１０９−２、・・・、１０９−
ｎ）、Ｐ−ＶＯＬ１０８とＳ−ＶＯＬ１１１のペア論理
ボリュームにおいて、そのデータ転送はインタフェース
ケーブルで個々に独立しているものとする。例えば、Ｐ
−ＶＯＬ（１０８−１）とＳ−ＶＯＬ（１１１−１）と
のペアに対してはデータ転送機器であるインタフェース
ケーブル１０９−１が対応することになる。従って、各
インタフェースケーブル１０９を構成するデータ転送機
器の一部が保証等による計画的または障害により停止す
ると、Ｐ−ＶＯＬ１０８とＳ−ＶＯＬ１１１のペア論理
ボリューム群の内、当該停止したデータ転送機器を含む
インタフェースケーブルを使用していたペア論理ボリュ
ームが、データ転送が不可能となり、このペア論理ボリ
ュームに障害が発生することを意味する。なお、インタ
フェースケーブルを構成するデータ転送機器とは、イン
タフェースケーブル本体の他、公衆網Ｉ／Ｆ部１３０お
よび図２には例示しないが、各インタフェースケーブル
（１０９−１、１０９−２、・・・、１０９−ｎ）に接
続されるインタフェース制御部１１５に含まれるインタ
フェースケーブル対応の伝送制御回路部等が、これに該
当する。
【００３２】前提条件の説明が終わったので、次に、デ
ータ転送機器の停止後のペア再同期について、障害によ
る予期しない場合と、計画的な停止による予期した場合
に分けて、以下、具体的に述べる。
【００３３】（１）障害による場合 各インタフェースケーブル１０９および公衆網Ｉ／Ｆ部
１３０を構成している複数のデータ転送機器の一部に障
害が発生（図４、ステップ２０１）した場合、ＭＣＵ１
０２ではＲＣＵ１０４からのデータ受領の応答を期待し
ていたが応答がないことを検知し、ＲＣＵ１０４ではＭ
ＣＵ１０２からデータが送信されていないことを検知す
ることによって、ＭＣＵ１０２とＲＣＵ１０４では、ペ
ア論理ボリュームの二重化が維持できないことを判断す
る。
【００３４】次にＭＣＵ１０２はＭＣＵ１０２で管理す
るステータス管理テーブル（図６、図７）の中から、二
重化の維持が不可能な当該Ｐ−ＶＯＬ１０８の属性を
「可」から「不可」に変更する（ステップ２０２）。こ
こでステータス管理テーブルとは、ＭＣＵ１０２とＲＣ
Ｕ１０４が保持し管理するテーブルであり、図６、図７
に示される。
【００３５】図６、図７のＭＣＵ１０２のステータス管
理テーブルでは、Ｐ−ＶＯＬ１０８の論理ボリューム番
号６０１（ディスクサブシステムの製造番号（図中の
「０」）と当該ディスクサブシステムの論理ボリューム
番号（図中の「０：０１」、「０：０２」））、当該Ｐ
−ＶＯＬ１０８の「デュプレックス」「サスペンド」の
状態を示すコピー実行状態（ステータス）６０２、当該
Ｐ−ＶＯＬ１０８とペアを組むＳ−ＶＯＬ１１１の論理
ボリューム番号（ペア相手先のディスクサブシステムの
製造番号と当該ディスクサブシステムの論理ボリューム
番号）６０３、当該Ｐ−ＶＯＬ１１１のペア再形成の
「可」「不可」を示す属性６０４を管理する。また図
６、図７のＲＣＵ１０４のステータス管理テーブルは、
Ｓ−ＶＯＬ１１１の論理ボリューム番号６０５（ペア相
手元のディスクサブシステムの製造番号（図中の
「１」）と当該ディスクサブシステムの論理ボリューム
番号（図中の「０：０１」、「０：０２」））、当該Ｓ
−ＶＯＬ１１１の「デュプレックス」「サスペンド」の
状態を示すコピー実行状態（ステータス）６０６を管理
する。
【００３６】これらステータス管理テーブルの内容は、
ユーザがペア形成を行う前に、予めＭＣＵ１０２にペア
相手先のＲＣＵ１０４と当該ＲＣＵ１０４配下の論理ボ
リュームを登録しておく。さらに属性とは、後述のボリ
ュームグループ内の全ペア論理ボリュームがサスペンド
になった後、ディスクサブシステムが自動的にボリュー
ムグループ内のどのペア論理ボリュームをペア再形成す
るか決定するためのものであり、属性が「可」のものは
ボリュームグループ内の全ペア論理ボリュームがサスペ
ンドになった後、すぐにペア再形成が可能なペア論理ボ
リューム、属性が「不可」のものはペア再形成ができな
いペア論理ボリュームであることを意味する。なお、図
６、図７ではボリュームグループに２つのペア論理ボリ
ュームが含まれるものとして説明する。
【００３７】図４のステップ２０２で処理が完了した時
点のペア論理ボリュームのステータス、およびＭＣＵ１
０２とＲＣＵ１０４のステータス管理テーブルの状態は
図６の区分（１）となる。
【００３８】次にＭＣＵ１０２とＲＣＵ１０４は、デー
タ転送機器の障害を検出すると、Ｐ−ＶＯＬ１０８から
ＲＣＵ１０４への更新データの転送および反映を全て一
時中断（サスペンドの状態）する（ステップ２０３）。
なお、ボリュームグループとして定義したＰ−ＶＯＬ１
０８に関連するペア論理ボリュームの全てをサスペンド
にするのは、障害が発生した一部のデータ転送機器を含
む当該ペア論理ボリュームを停止し、当該ボリュームグ
ループに含まれる他のペア論理ボリュームを動作させる
と、当該ボリュームグループに含まれる複数のペア論理
ボリューム間の整合がずれ、ボリュームグループに含ま
れるペア論理ボリューム相互のデータ内容の一貫性を保
持することができなくなるからである。つまり、一貫性
を保持するため、ボリュームグループ内の全てのペア論
理ボリューム群をサスペンドにし、Ｐ−ＶＯＬとＳ−Ｖ
ＯＬの整合性のずれが発生するのを押さえ、データの一
貫性を保証している。更に、ここでは、障害発生時点で
のＳ−ＶＯＬの内容がＴ−ＶＯＬに全て反映される。一
方、ボリュームグループを定義していない場合、一貫性
を保証する必要が無いため、データ転送機器が停止する
と、当該障害が発生したデータ転送機器を更新データの
転送に使用していたペア論理ボリュームの状態をデュプ
レックスからサスペンドのステータスに遷移する。
【００３９】また、ステップ２０３に対応して、それぞ
れで管理しているステータス管理テーブルのステータス
をボリュームグループで定義していたＰ−ＶＯＬ１０８
およびＳ−ＶＯＬ１１１に対して「デュプレックス」か
ら「サスペンド」に変更する（図６の区分（２））。こ
れにより、ボリュームグループ内の全ペア論理ボリュー
ムはサスペンドになり、Ｐ−ＶＯＬ１０８からＳ−ＶＯ
Ｌ１１１への更新データの反映を中断し、Ｐ−ＶＯＬ１
０８とＳ−ＶＯＬ１１１のデータ内容が一致した状態と
なる。結果、図４のステップ２０３で処理が完了した時
点のペア論理ボリュームのステータス、およびＭＣＵ１
０２とＲＣＵ１０４のステータス管理テーブルの状態は
図６の区分（２）となる。
【００４０】次にＲＣＵ１０４では、Ｓ−ＶＯＬ１１１
のステータスが「サスペンド」に変更されると、ＲＣＵ
１０４内のＳ−ＶＯＬ１１１とＴ−ＶＯＬ１１２による
ペア論理ボリュームをサスペンドにさせる（ステップ２
０４）。この時点のＴ−ＶＯＬ１１２のデータ内容は、
ボリュームグループの全ペア論理ボリュームをサスペン
ドにさせた時点のＳ−ＶＯＬ１１１のデータ内容に一致
している。またこれ以降では、Ｓ−ＶＯＬ１１１のデー
タ内容に変更が発生しても、Ｔ−ＶＯＬ１１２のデータ
内容が変更されることはない。一方、図４のステップ２
０４で処理が完了した時点のペア論理ボリュームのステ
ータス、およびＭＣＵとＲＣＵのステータス管理テーブ
ルの状態は図６の区分（３）となる。
【００４１】次に、ＲＣＵ１０４は、Ｓ−ＶＯＬ１１１
とＴ−ＶＯＬ１１２によるペア論理ボリュームのステー
タスが全て「サスペンド」になった時点で、ＲＣＵ１０
４はＭＣＵ１０２にサスペンドが完了したことを報告
し、ＭＣＵ１０２はＲＣＵ１０４からの報告を受領する
（ステップ２０５）。
【００４２】報告を受領したＭＣＵ１０２は、ステータ
ス管理テーブルの「可」の属性を持つＰ−ＶＯＬ１０８
を特定し、当該Ｐ−ＶＯＬ１０８とＳ−ＶＯＬ１１１と
でペアを形成しているペア論理ボリュームに対してペア
再形成を実施する（図５、ステップ２０６）。すなわち
ＭＣＵ１０２は、ステータス管理テーブル「可」の属性
を持つペア論理ボリュームに対しステータスを「サスペ
ンド」から「デュプレックス」に変更し、Ｐ−ＶＯＬ１
０８の更新データをＳ−ＶＯＬ１１１に転送し、ＲＣＵ
１０４は更新データを受領し、Ｓ−ＶＯＬ１１１に反映
するとともにＭＣＵ１０２にデータを受領したことを通
知する。従って、図５のステップ２０６の処理の最中、
ペア論理ボリュームのステータス、およびＭＣＵとＲＣ
Ｕのステータス管理テーブルの状態は図７の区分（４）
となる。即ち、この期間中、「サスペンド」と「デュプ
レックス」の２つのステータスがボリュームグループ内
のペア論理ボリュームに存在することになり、「デュプ
レックス」のステータスであるペア論理ボリュームのみ
Ｐ−ＶＯＬ１０８の更新データをＳ−ＶＯＬ１１１へ反
映する。
【００４３】また、この期間では、更新順序を保持する
のは「デュプレックス」のステータスのペア論理ボリュ
ームに関する更新順序が保持され、「サスペンド」のス
テータスのペア論理ボリュームについては、上位装置か
ら更新データを受領するとＳ−ＶＯＬ１１１へのデータ
転送は行わず図２のリモートコピー制御情報格納部１１
７で更新データの格納位置に関する情報を保持する。
【００４４】その後、「サスペンド」のステータスであ
るペア論理ボリュームをペア再形成する時は、当該格納
位置の情報を元に、サスペンドになってからＰ−ＶＯＬ
１０８が更新された分のデータをＭＣＵ１０２はＳ−Ｖ
ＯＬ１１１へコピーを行う。この時ＭＣＵ１０２はコピ
ー中に上位装置から更新データを受領した場合は、前記
「デュプレックス」のステータスの場合と同様、更新順
序を保持した更新データの反映処理をコピーと並行して
行う。これによりペア再形成を行うペア論理ボリューム
の更新順序は保証される。
【００４５】また、ステップ２０６の処理において、Ｒ
ＣＵ１０４からのデータ受領の通知のないペア論理ボリ
ュームがある場合は、ペア再形成を試みたが何らかの原
因でＲＣＵ１０４へデータを転送できなかったことを意
味するため、当該ペア論理ボリュームに関連する属性を
「不可」に変更する（図５、ステップ２０７）。このス
テップ２０７に関するペア論理ボリュームのステータ
ス、およびＭＣＵとＲＣＵのステータス管理テーブルの
状態の変化は図示しない。
【００４６】一方、ユーザは、ペア再形成中にアプリケ
ーション１１３から定期的にボリュームグループ内のペ
ア論理ボリュームのステータスと属性を監視し続け、属
性「可」のペア論理ボリュームが全て「デュプレック
ス」のステータスであることを確認する（ステップ２０
８）。これは、ユーザがステータスと属性の監視を続け
るのは、データ転送機器の停止に影響のないペア論理ボ
リュームの全てが二重化されたかを確認するためであ
る。
【００４７】ユーザがこの状態を確認するためのアプリ
ケーション１１３の画面表示を図８に示す。画面で表示
される情報は、あるボリュームグループ（ＶＧ＃＝００
０１）における正当化時刻（００：００：００）と、Ｍ
ＣＵ１０２のどこのＰ−ＶＯＬ１０８とＲＣＵ１０４の
どこのＳ−ＶＯＬ１１１がペア論理ボリュームを構成し
ているかの構成情報、当該ペア論理ボリュームのステー
タスおよびペア再形成属性が表示される。図８の例で
は、ボリュームグループに４つのペア論理ボリュームが
含まれており、ボリューム番号０：０１および０：０２
に関してはペア再形成属性が「可」かつステータスが
「デュプレックス」であり、既に二重化が行われている
ことを示す。論理ボリューム０：０３に関しては、ペア
再形成属性が「可」でステータスが「サスペンド」であ
るから、これからステップ２０６が行われる状態を示し
ている。つまり、この状態で、ディスクサブシステム
は、ペア再同期が起動される。論理ボリューム０：０４
に関しては、ペア再形成属性が「不可」であるので、現
状、このペア論理ボリュームが使用しているインタフェ
ースケーブルが障害であることを示している。
【００４８】なお、アプリケーション１１３は、定期的
にペア再形成属性およびステータスを必要に応じてディ
スクサブシステムから収集し、図８に示すようなテーブ
ルにして表示する機能を有するものとする。また、図８
の正当化時刻とは、ホストから受け付けた書込みデータ
のうち、どの時刻までのデータがＭＣＵ側とＲＣＵ側の
両方で一貫性がとれているかを示す時刻であり、この時
刻までＭＣＵ側とＲＣＵ側のデータの一貫性が取れてい
ることを意味する。具体的には、ＭＣＵがホストから書
込みデータを受けた時点で、書込み順序を示す順序番号
（シーケンス番号）とその書込みを受け付けた時刻（タ
イムスタンプ）をつけて書込みデータ（コピーデータ）
をＲＣＵへ転送するが、ＲＣＵが、受信したコピーデー
タに添付された時刻のうち、順序番号順に跳びが無く連
続に並べられたもののうち最新の順序番号を有するコピ
ーデータに付与されている時刻が正当化時刻となる。従
って、アプリケーション１１３は正当化時刻をみること
で、どの時刻までのデータが、一貫性を持って二重化さ
れているかを知ることができる。２つのＭＣＵを用いる
正当化時刻の考え方は後述する（図３利用）。
【００４９】図５の説明に戻り、ユーザは、ボリューム
グループ内のペア論理ボリュームがサスペンドになった
原因を取り除く。すなわち障害となったデータ転送機器
を所望の作業により障害を排除し、その後、再度起動す
る（図５、ステップ２０９）。
【００５０】次にユーザは、アプリケーション１１３か
らボリュームグループ内のペア論理ボリュームの中か
ら、前述まででペア再形成したペア以外で属性「不可」
のペア論理ボリュームを全てペア再形成する指示を発行
する。指示を受領したＭＣＵ１０２は、前述のペア再形
成と同様にＰ−ＶＯＬ１０８の更新データをＳ−ＶＯＬ
１１１に転送し、ＲＣＵ１０４は更新データを受領し、
Ｓ−ＶＯＬ１１１に反映するとともにＭＣＵ１０２にデ
ータを受領したことを通知する（ステップ２１０）。図
５のステップ２１０で処理が完了した時点のペア論理ボ
リュームのステータス、およびＭＣＵ１０２とＲＣＵ１
０４のステータス管理テーブルの状態が図７の区分
（５）となる。
【００５１】ユーザはアプリケーション１１３からボリ
ュームグループ内の全てのペア論理ボリュームが「デュ
プレックス」になったことを確認する。またＭＣＵ１０
２は、ボリュームグループとして定義していたＰ−ＶＯ
Ｌ１０８に関連した全てのペア論理ボリュームが二重化
されたので、ステータス管理テーブルの属性を全て
「可」に変更する。これによりボリュームグループの全
てのペア再形成が完了したことになる（ステップ２１
１）。
【００５２】またユーザは、次回のペア再形成の処理に
備えて、アプリケーション１１４より、Ｓ−ＶＯＬ１１
とＴ−ＶＯＬ１２とのペア論理ボリュームをペア再形成
をＭＣＵ１０２に指示し（ステップ２１２）、ＭＣＵ１
０２からの指示に従いＲＣＵ１０４はＳ−ＶＯＬ１１と
Ｔ−ＶＯＬ１２とのペア論理ボリュームをペア再形成を
実行する。図５のステップ２１２で処理が完了した時点
のペア論理ボリュームのステータス、およびＭＣＵ１０
２とＲＣＵ１０４のステータス管理テーブルの状態は図
７の区分（６）となるが、当該区分によるペア論理ボリ
ュームのステータスは、データ転送機器を停止する前の
図６の区分（１）の状態と同じになる。
【００５３】以上のステップをまとめると、ステップ２
０６の状態は、障害が発生したデータ転送機器を含むイ
ンタフェースケーブルを使用するペア論理ボリューム以
外のペア論理ボリュームがペア再同期を再開した状態で
ある。つまり、この状態は、インタフェースケーブルに
障害が無いペア論理ボリュームに関するペア再同期は実
行され、障害の有るインタフェースケーブルを使用して
いたペア論理ボリュームのペア再同期（ステップ２１
０）は、まだ実行されない状態である。そして、従来、
障害が回復した時点で、ボリュームグループ内の全ての
ペア論理ボリュームのペアを再同期する場合と比べて、
インタフェースケーブルに障害が無いペア論理ボリュー
ムに関するペア再同期と、障害の有るインタフェースケ
ーブルを使用していたペア論理ボリュームのペア再同期
とが、時間的なずれ（ステップ２０６とステップ２１０
の時間的な差）をもって実行されることになる。従っ
て、図１で説明した公衆回線１４０でのペア再同期に伴
うデータ転送負荷が時間的に分散される。
【００５４】このため、インタフェースケーブルに障害
が無いペア論理ボリュームに関するペア再同期で送られ
るデータが、障害の有るインタフェースケーブルを使用
するペア論理ボリュームのペア再同期で送られるデータ
より、時間的に早く送られているので、その分、従来の
方式と比べて、ペア再同期のための時間が短くて済むこ
とになる。言い換えれば、障害で無いインタフェースケ
ーブルを使用するペア論理ボリュームのペア再同期は、
障害が取り除かれた時点では、既に始まっているので、
障害が取り除かれた後で全てのペア論理ボリュームの再
同期を取るときと比べて、障害が取り除かれた後のペア
再同期時のデータ転送量が少なくて済み、障害が取り除
かれてからペア再同期が完了する、つまり、正常動作に
戻るまでの時間が短くなる。
【００５５】また、ステップ２０４でＳ−ＶＯＬのサス
ペンドを終了後、Ｓ−ＶＯＬとＴ−ＶＯＬの間もサスペ
ンドにし、これにより、障害発生時点でのボリュームグ
ループのデータ状態を保持している。このため、例え、
一部ペア論理ボリュームのペア再同期を行っている最中
に新たな障害が発生して状態管理が正常で無くなり、Ｐ
−ＶＯＬとＳ−ＶＯＬの関係が正常に保てなく修復不可
能となっても、Ｔ−ＶＯＬのデータを使用して修復でき
るので、従来、障害が回復してから全ペア論理ボリュー
ムの再開を行っていた場合と比べても、データ保証のレ
ベルは保たれる。
【００５６】以上が、インタフェースケーブル１０９お
よび公衆網Ｉ／Ｆ部１３０を構成する複数のデータ転送
機器の一部が障害によって停止した場合の処理である。
次にデータ転送機器を計画的に停止する場合について説
明する。
【００５７】（２）定期的にデータ転送機器を停止する
場合 まずユーザは、保守や構成変更により、データ転送機器
を計画的に停止するため、アプリケーション１１３から
ボリュームグループ内の全ペア論理ボリュームをサスペ
ンドにする指示を発行する（図４、ステップ２１４）。
図４のステップ２１４で処理が完了した時点のペア論理
ボリュームのステータスは図６の区分（１）となる。
【００５８】サスペンドにする指示を受領したＭＣＵ１
０２は、ＭＣＵ１０２が管理するステータス管理テーブ
ルのステータスを「デュプレックス」から「サスペン
ド」に変更し、ＲＣＵ１０４に対してステータスを同様
に変更するように指示する。ＲＣＵ１０４はＭＣＵ１０
２からの指示を受領すると、ＲＣＵ１０４が管理するス
テータス管理テーブルのステータスを「デュプレック
ス」から「サスペンド」に変更する。これによりボリュ
ームグループ内の全ペア論理ボリュームは、Ｐ−ＶＯＬ
１０８の更新データをＳ−ＶＯＬ１１１への反映を中断
したサスペンドの状態となり、Ｐ−ＶＯＬ１０８とＳ−
ＶＯＬ１１１のデータ内容が一致した状態になる（図
４、ステップ２０３）。ステップ２０３で処理が完了し
た時点のペア論理ボリュームのステータスは図６の区分
（２）となる。そして、データ転送機器を計画的に停止
するために、この時点でデータ転送機器を停止する（図
４、ステップ２１５）。
【００５９】次にＲＣＵ１０４では、Ｓ−ＶＯＬ１１１
のステータスが「サスペンド」に変更されると、ＲＣＵ
１０４内のＳ−ＶＯＬ１１１とＴ−ＶＯＬ１１２による
ペア論理ボリュームをサスペンドにさせる。この時点の
Ｔ−ＶＯＬ１１２のデータ内容は、ボリュームグループ
の全ペア論理ボリュームをサスペンドにさせた時点のＳ
−ＶＯＬ１１１のデータ内容に一致している。またこれ
以降では、Ｓ−ＶＯＬ１１１のデータ内容に変更が発生
しても、Ｔ−ＶＯＬ１１２のデータ内容が変更されるこ
とはない（図４、ステップ２０４）。図４のステップ２
０４で処理が完了した時点のペア論理ボリュームのステ
ータスは図６の区分（３）となる。
【００６０】次にＭＣＵ１０２は、ＲＣＵ１０４からＳ
−ＶＯＬ１１１とＴ−ＶＯＬ１１２によるペア論理ボリ
ュームがサスペンドになった通知を受領すると、ステー
タス管理テーブルの「可」の属性を持つＰ−ＶＯＬ１０
８を特定し、当該Ｐ−ＶＯＬ１０８とＳ−ＶＯＬ１１１
とでペアを形成しているペア論理ボリュームに対してペ
ア再形成を実施する。すなわちＭＣＵ１０２はＰ−ＶＯ
Ｌ１０８の更新データをＳ−ＶＯＬ１１１に転送し、Ｒ
ＣＵ１０４は更新データを受領し、Ｓ−ＶＯＬ１１１に
反映するとともにＭＣＵ１０２にデータを受領したこと
を通知する（図５、ステップ２０６）。図５のステップ
２０６で処理が完了した時点のペア論理ボリュームのス
テータスは図７の区分（４）となる。
【００６１】ここでステップ２０６では、ボリュームグ
ループ内の全てのペア論理ボリュームに対してペア再形
成を実行するが、データ転送機器の停止によって二重化
の維持が不可能なペア論理ボリュームについては、ＲＣ
Ｕ１０４からの更新データ受領の通知はない。この場合
ＭＣＵ１０２では当該通知のないペア論理ボリューム、
すなわちＰ−ＶＯＬ１０８の更新データの転送を停止
し、属性を「可」から「不可」に変更する（図５、ステ
ップ２０７）。ただしＲＣＵ１０４から更新データ受領
の通知があったペア論理ボリュームについては、更新デ
ータの転送を継続する。これによってボリュームグルー
プ内の一部のペア論理ボリュームをペア再形成すること
が可能である。
【００６２】次に、ユーザは、ボリュームグループか
ら、計画的にサスペンドにしていたペア論理ボリューム
をサスペンドから解除する動作を行う。すなわち、計画
的に停止していたデータ転送機器を再度起動する（図
５、ステップ２０９）。
【００６３】次にユーザは、データ転送機器が再度起動
された事を確認すると、アプリケーション１１３からボ
リュームグループ内のペア論理ボリュームの中から、前
述まででペア再形成したペア以外で属性「不可」のペア
論理ボリュームを全てペア再形成する指示を発行する。
指示を受領したＭＣＵ１０２は、前述のペア再形成と同
様にＰ−ＶＯＬ１０８の更新データをＳ−ＶＯＬ１１１
に転送し、ＲＣＵ１０４は更新データを受領し、Ｓ−Ｖ
ＯＬ１１１に反映するとともにＭＣＵ１０２にデータを
受領したことを通知する（図５、ステップ２１０）。図
５のステップ２１０で処理が完了した時点のペア論理ボ
リュームのステータス、およびＭＣＵとＲＣＵのステー
タス管理テーブルの状態は図７の区分（５）となる。
【００６４】ユーザはアプリケーション１１３からボリ
ュームグループ内の全てのペア論理ボリュームが「デュ
プレックス」になったことを確認する。またＭＣＵ１０
２とＲＣＵ１０４は、ボリュームグループとして定義し
ていたＰ−ＶＯＬ１０８とＳ−ＶＯＬ１１１による全て
のペア論理ボリュームが二重化されたので、ステータス
管理テーブルの属性を全て「可」に変更する。これによ
りボリュームグループの全てのペア再形成が完了したこ
とになる（図５、ステップ２１１）。
【００６５】またユーザは次回のペア再形成の処理に備
えて、アプリケーション１１４より、Ｓ−ＶＯＬ１１と
Ｔ−ＶＯＬ１２とのペア論理ボリュームをペア再形成す
る（図５、ステップ２１２）。図５のステップ２１２で
処理が完了した時点のペア論理ボリュームのステータ
ス、およびＭＣＵ１０２とＲＣＵ１０４のステータス管
理テーブルの状態は図７の区分（６）となるが、当該区
分によるペア論理ボリュームのステータスは、データ転
送機器を停止する前の区分図６の（１）の状態と同じに
なる。
【００６６】以上説明したように、計画的にデータ転送
機器を停止した場合でも、障害によるデータ転送機器の
停止の場合と同様に、計画的に停止したデータ転送機器
を含まないインタフェースケーブルを使用するペア論理
ボリュームに関しては、計画的に停止したデータ転送機
器を再動作させる前から、ペア再同期を始めるので、計
画的なデータ転送機器の停止が終了した後から全てのペ
ア論理ボリュームの再同期を取るときと比べて、計画的
停止が終了した後のペア再同期時のデータ転送量が少な
くて済み、計画的データ転送機器の停止が終了してから
ペア再同期が完了するまでの時間、つまり、正常動作に
戻るまでの時間が短くなる。
【００６７】以上が、インタフェースケーブル１０９お
よび公衆網Ｉ／Ｆ部１３０を構成している一部のデータ
転送機器の保守等による予期せぬ障害、あるいは計画的
な停止によって、二重化していたボリュームグループ内
の全ペア論理ボリュームのコピーを一旦停止し、再びボ
リュームグループ内の全ペア論理ボリュームを二重化す
る処理の説明である。
【００６８】なお本実施例では詳細に説明しないが、ユ
ーザのアプリケーションによる指示は上位装置だけでな
く、ディスクサブシステム専用の管理コンソールから指
示する実施形態でも構わない。またデータ転送機器を計
画的に停止する場合は、ユーザが当該機器の停止により
ペア再形成の不可能なペア論理ボリュームを特定し、当
該ペア論理ボリュームに対し属性を「不可」に変更する
指示をアプリケーションから与えても構わない。さらに
本実施例によるリモートコピー構成は、図１に示したよ
うにメインセンター１０１側のＭＣＵ１０２とリモート
センター１０３側のＲＣＵ１０４が１対１に対応して接
続されるシステム構成についての実施形態の構成であっ
たが、他の実施形態として、複数台のＭＣＵ１０２が１
台のＲＣＵ１０４に対応している場合、もしくは逆に１
台のＭＣＵ１０２が複数台のＲＣＵ１０４に対応してい
る場合、または複数台のＭＣＵ１０２と複数台のＲＣＵ
１０４がそれぞれ対応している場合、いずれの構成にお
いても本実施例によるリモートコピー処理が適用でき
る。
【００６９】複数台のＭＣＵ１０２が、１台のＲＣＵ１
０４に対応している場合は、ボリュームグループのデー
タ更新の順序性を保持するための仕組みが複雑になるの
で、図３を用いて説明しておく。ＭＣＵ１０２は、上位
装置１０５から更新データを受領すると、当該更新デー
タにタイムスタンプとシーケンス番号を付与して上位装
置１０５の更新指示によるデータ書き込みとは非同期に
ＲＣＵ１０４に送付する。ＲＣＵ１０４では受領した更
新データの順序が必ずしもシーケンス番号の順序とは一
致しないため、シーケンス番号の順序に並び替えた後、
ＲＣＵ１０４内のメモリに更新する。またＲＣＵ１０４
では受領した更新データを送り元のＭＣＵごとに管理す
る。この管理の基準は例えばディスクサブシステムの製
造番号であり、各ＭＣＵを特定できるものである。
【００７０】次にＲＣＵ１０４では、各ＭＣＵごとにシ
ーケンスが保証されているデータの中から最新のデータ
の時刻値（タイムスタンプ）を求める。図３の例ではＭ
ＣＵ＃１の最新のデータの時刻値はＴ７、ＭＣＵ＃２の
最新のデータの時刻値はＴ５となる。そして各ＭＣＵ間
で最新データの時刻値を比較し、最古の時刻を正当化時
刻（更新順序の整合性が保持されている時刻）と決定
し、当該時刻値以前のデータを磁気ディスクドライブの
Ｓ−ＶＯＬ１１１に反映する。図３の例では正当化時刻
がＴ５となり、Ｔ５以前のデータをＳ−ＶＯＬ１１１に
反映することになる。またＲＣＵが複数の場合も、各Ｒ
ＣＵ間で最新データの時刻値を比較し最古の時刻値を正
当化時刻とする。
【００７１】以上本発明を纏めると、ボリュームグルー
プとして定義されたペア論理ボリューム群の中で、デー
タ伝送機器の停止後も二重化保持に影響のないペア論理
ボリュームは当該機器の停止中も二重化を保持し続け、
当該機器停止によって二重化保持が不可能なペア論理ボ
リュームだけを当該機器の復旧後に二重化（ペア再形
成）させる。これにより当該機器復旧後に二重化させる
容量は、ボリュームグループ内の全ペア論理ボリューム
の容量よりも少なくなるので、ボリュームグループ内の
全ペア論理ボリュームのペア再形成を完了するまでの時
間は、ボリュームグループ内の全ペア論理ボリュームを
一括してペア再形成する場合よりも短縮され、早期二重
化が可能となる。更に、図３で示した更新手順を用いる
ことで、送信側ＭＣＵが複数になった場合でもそのデー
タの一貫性を保証した形で、データ伝送機器が止まった
後のペア再形成時間を短縮することができる。この際、
正当化時刻を用いることで、ボリュームグループが保証
できるデータ時刻も知ることができる。
【００７２】また、上記説明ではデータをリモートサブ
システムに送る公衆回線がデータ転送遅延の障害になる
として説明しているが、複数のインタフェースケーブル
から送出されるペア再形成用のデータがメインセンター
からリモートセンターへ転送される間で、何らかの形
で、そのデータ転送能力を制限される状態（例えば、他
のリモートコピー・トラヒックによりデータ転送能力が
制限される、転送品質が良くなく再送等が頻発し転送自
体に多くの時間を有する、等）を有する伝送路であれ
ば、本願発明を適用することによって、即ち、ペア再形
成するタイミングをずらすことによって、ペア再形成す
る時間を短縮することができる。
【００７３】また、上記説明では、データ転送機器が停
止していないペア再形成の開始をユーザが指示していた
が、ＭＣＵおよびＲＣＵ内のマイクロプロセッサが、ス
テータス管理テーブルの内容を判断して、自動的にペア
再形成を指示するようにしても良い。
【００７４】
【発明の効果】リモートコピー機能において、ボリュー
ムグループ内のペア論理ボリューム群を順次ボリューム
単位にペア再形成を実施することで、ボリュームグルー
プ内の全ペア論理ボリュームのペア再形成を完了するま
での時間を削減することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】実施例におけるリモートコピーシステムの構成
概要を示す。
【図２】実施例におけるディスクサブシステムの構成を
示す。
【図３】正当化時刻決定の概念を示す。
【図４】データ転送機器の停止時における処理フローを
示す。
【図５】図４の続きである。
【図６】各ステップ処理のペア論理ボリュームのステー
タスと、当該ステータス管理テーブルの遷移状態を示
す。
【図７】図６の続きである。
【図８】アプリケーションの画面表示例を示す。
【符号の説明】
１０１：メインセンター、１０２，１０４：ディスクサ
ブシステム、１０３：リモートセンター、１０５，１０
６：上位装置、１０７，１０９，１１０：インタフェー
スケーブル、１０８：一次ボリューム、１１１：二次ボ
リューム、１１２：三次ボリューム、１１３，１１４：
アプリケーション、１１５：インタフェース制御部、１
１６：メモリ、１１７：リモートコピー制御情報格納
部、１１８：磁気ディスクドライブ、１１９：マイクロ
プロセッサ、１２０：ディスクアレイサブシステム制御
部、１２１：サービスプロセッサパネル、1０９−１、
１０９−２：インタフェースケーブル。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 島田 朗伸 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所ストレージシステム事業部内 (72)発明者 中野 俊夫 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所ストレージシステム事業部内 Ｆターム(参考） 5B018 GA04 HA04 MA11 5B065 BA01 CA11 CC08 CE22 CS01 EA31 EA35 EA38 ZA01 5B082 DC05 DE04

Claims (8)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】第１記憶システムが有する複数の論理ボリ
    ュームのデータを、第２記憶システムへコピーする記憶
    システムのデータ二重化方法であって、 前記複数の論理ボリュームのデータを前記第２記憶シス
    テムへコピーする第１ステップと、 前記複数の論理ボリュームのデータの前記第２記憶シス
    テムへのコピーを中断する第２ステップと、 前記複数の論理ボリュームのうち、１つ以上の論理ボリ
    ュームのデータを、前記第２記憶システムへコピーを開
    始する第３ステップと、 前記複数の論理ボリュームのうち、前記１つ以上の論理
    ボリューム以外の論理ボリュームのデータを、前記第３
    ステップに遅れて前記第２記憶システムへコピーを開始
    する第４ステップとを有する記憶システムのデータ二重
    化方法。
  2. 【請求項２】前記コピーされたデータが、前記複数の論
    理ボリュームに対応する前記第２記憶システム内の複数
    の論理ボリュームに書込まれる第５ステップを有し、 ここで、前記第１記憶システム内の前記各論理ボリュー
    ムへの前記データの書込み順序と、前記第２記憶システ
    ム内の前記各論理ボリュームへのデータの書込み順序が
    一致している請求項１記載の記憶システムのデータ二重
    化方法。
  3. 【請求項３】第１記憶システムが有する複数の論理ボリ
    ュームのデータを、第２記憶システムへコピーする記憶
    システムのデータ二重化方法であって、 前記複数の論理ボリュームのうち、ある論理ボリューム
    のデータを、前記第２記憶システムへコピーを開始する
    第１ステップと、 前記複数の論理ボリュームのうち、前記ある論理ボリュ
    ーム以外の他の論理ボリュームのデータを、前記第１ス
    テップに遅れて前記第２記憶システムへコピーを開始す
    る第２ステップとを有する記憶システムのデータ二重化
    方法。
  4. 【請求項４】前記コピーされたデータが、前記複数の論
    理ボリュームに対応する前記第２記憶システム内の複数
    の論理ボリュームに書込まれる第３ステップを有し、 ここで、前記第１記憶システム内の前記各論理ボリュー
    ムへの前記データの書込み順序と、前記第２記憶システ
    ム内の前記各論理ボリュームへのデータの書込み順序が
    一致している請求項３記載の記憶システムのデータ二重
    化方法。
  5. 【請求項５】前記第１ステップは、前記ある論理ボリュ
    ームのコピーを開始する前に、前記ある論理ボリューム
    のデータがコピーされるときに使用されるデータ転送機
    器の状態を参照する請求項３記載の記憶システムのデー
    タ二重化方法。
  6. 【請求項６】前記第２ステップの後、前記第２記憶シス
    テムへコピーされたデータの複製を前記第２記憶システ
    ム内に作成するステップを有する請求項３記載の記憶シ
    ステムのデータ二重化方法。
  7. 【請求項７】第１記憶システムが有する複数の論理ボリ
    ュームのデータを、第２記憶システムへコピーする記憶
    システムのデータ二重化方法であって、 前記複数の論理ボリュームのデータを前記第２記憶シス
    テムへコピーする第１ステップと、 前記複数の論理ボリュームのデータの前記第２記憶シス
    テムへのコピーを一時中断する第２ステップと、 前記第２ステップの後、前記第２記憶システムへコピー
    されたデータの複製を前記第２記憶システム内に作成す
    る第３ステップと、 前記複数の論理ボリュームのうち、１つ以上の論理ボリ
    ュームのデータを、前記第２記憶システムへコピーを開
    始する第４ステップと、及び、 前記複数の論理ボリュームのうち、前記１つ以上の論理
    ボリューム以外の論理ボリュームのデータを、前記第４
    ステップに遅れて前記第２記憶システムへコピーを開始
    する第５ステップとを有する記憶システムのデータ二重
    化方法。
  8. 【請求項８】第１記憶システムと、前記第１記憶システ
    ムに接続され前記第１記憶システムに格納される複数の
    論理ボリュームに含まれるデータのコピーを記憶する第
    ２記憶システムを有する記憶システムであって、 複数の論理ボリュームが格納される前記第１記憶システ
    ム内のディスクドライブと、 前記複数の論理ボリュームのデータが転送される複数の
    データ転送機器と、 前記複数のデータ転送機器の状態を記録するメモリと、
    及び、 前記メモリに記憶された状態に基づいて前記複数の論理
    ボリュームのデータを前記第２記憶システムへコピーす
    る状態を管理する前記第１記憶システム内のプロセッサ
    とを有し、 ここで、前記プロセッサは、複数の論理ボリュームのデ
    ータのコピーを行う際、前記状態に基づいて、前記複数
    の論理ボリュームのうちの一部の論理ボリュームを他の
    論理ボリュームに先行してコピーを開始することを特徴
    とする記憶システム。
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