JP2003173240A - 記憶装置システム及びそのデータバックアップ方法 - Google Patents
記憶装置システム及びそのデータバックアップ方法Info
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- JP2003173240A JP2003173240A JP2001371205A JP2001371205A JP2003173240A JP 2003173240 A JP2003173240 A JP 2003173240A JP 2001371205 A JP2001371205 A JP 2001371205A JP 2001371205 A JP2001371205 A JP 2001371205A JP 2003173240 A JP2003173240 A JP 2003173240A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 ペアを構成する二重化ボリュームを二重化状
態から分離状態に移行した後に両ボリューム間の差分デ
ータを管理する方法において、管理のために必要なメモ
リ容量を削減するとともに、二重化への再同期にかかる
時間を短縮する。 【解決手段】 ボリューム上の記憶領域は、ＬＵ確保ブ
ロック情報２００、ブロック管理テーブル２１０及びビ
ットマップエリア２２０によって管理される。ビットマ
ップエリア２２０の１ビットを、ボリューム間のデータ
コピーの際の最大転送長に等しい記憶領域（例えば１Ｍ
Ｂ）に対応させることによってボリューム上の各記憶領
域の差分データの有無を管理する。ビットマップエリア
２２０は、複数のブロックに分割され、ブロック番号を
介して各ボリュームの各１ビット対応記憶領域に割り当
てられた特定ビットにアクセスされる。
態から分離状態に移行した後に両ボリューム間の差分デ
ータを管理する方法において、管理のために必要なメモ
リ容量を削減するとともに、二重化への再同期にかかる
時間を短縮する。 【解決手段】 ボリューム上の記憶領域は、ＬＵ確保ブ
ロック情報２００、ブロック管理テーブル２１０及びビ
ットマップエリア２２０によって管理される。ビットマ
ップエリア２２０の１ビットを、ボリューム間のデータ
コピーの際の最大転送長に等しい記憶領域（例えば１Ｍ
Ｂ）に対応させることによってボリューム上の各記憶領
域の差分データの有無を管理する。ビットマップエリア
２２０は、複数のブロックに分割され、ブロック番号を
介して各ボリュームの各１ビット対応記憶領域に割り当
てられた特定ビットにアクセスされる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、記憶装置システム
のデータバックアップ方式に係わり、特にボリュームを
二重化することによってバックアップする方式に関す
る。
のデータバックアップ方式に係わり、特にボリュームを
二重化することによってバックアップする方式に関す
る。
【０００２】
【従来の技術】ディスクシステム内のユーザボリューム
について、そのデータをシステム障害、人為的ミス、災
害などから保護するためにデータのバックアップが行わ
れる。例えば特開平１１−１５３３８６号公報に記載さ
れている方法は、図７に示すように、ユーザデータを格
納しておりオンライン業務に使用しているユーザボリュ
ーム７０のコピーをセカンダリボリューム８０に格納す
る。このようにユーザボリューム７０とセカンダリボリ
ューム８０の二重化の状態をペアと呼ぶ。テープ装置６
０へのデータのバックアップを行わないときは、データ
はユーザボリューム７０とセカンダリボリューム８０に
二重化して格納されている。テープ装置６０へのデータ
のバックアップを行う際には、ホストコンピュータ１０
はディスクシステム２０に対してペアの分離を指示する
コマンドを発行するとともに、分離したボリューム上に
格納された全データをテープ装置６０へコピーするコピ
ーコマンドをセカンダリボリューム８０に対して発行す
る。一方、ディスクシステム２０はペアの分離指示を受
領すると、指定されたペアの両ボリュームを分離する。
コピーコマンドを受領すると、指定されたブロックをセ
カンダリボリューム８０からテープ装置６０へデータコ
ピーする。ペアの分離時点でセカンダリボリューム８０
上のデータは凍結されるため、ペア分離後はユーザボリ
ューム７０に対するアクセスと、セカンダリボリューム
８０からのデータコピー処理が並行して行える。
について、そのデータをシステム障害、人為的ミス、災
害などから保護するためにデータのバックアップが行わ
れる。例えば特開平１１−１５３３８６号公報に記載さ
れている方法は、図７に示すように、ユーザデータを格
納しておりオンライン業務に使用しているユーザボリュ
ーム７０のコピーをセカンダリボリューム８０に格納す
る。このようにユーザボリューム７０とセカンダリボリ
ューム８０の二重化の状態をペアと呼ぶ。テープ装置６
０へのデータのバックアップを行わないときは、データ
はユーザボリューム７０とセカンダリボリューム８０に
二重化して格納されている。テープ装置６０へのデータ
のバックアップを行う際には、ホストコンピュータ１０
はディスクシステム２０に対してペアの分離を指示する
コマンドを発行するとともに、分離したボリューム上に
格納された全データをテープ装置６０へコピーするコピ
ーコマンドをセカンダリボリューム８０に対して発行す
る。一方、ディスクシステム２０はペアの分離指示を受
領すると、指定されたペアの両ボリュームを分離する。
コピーコマンドを受領すると、指定されたブロックをセ
カンダリボリューム８０からテープ装置６０へデータコ
ピーする。ペアの分離時点でセカンダリボリューム８０
上のデータは凍結されるため、ペア分離後はユーザボリ
ューム７０に対するアクセスと、セカンダリボリューム
８０からのデータコピー処理が並行して行える。
【０００３】セカンダリボリューム８０からテープ装置
６０へのコピー実行中でも、ホストコンピュータ１０か
らユーザボリューム７０へのアクセスは継続できる。ユ
ーザボリューム７０上のデータが更新されるとき、更新
されたブロック７１がセカンダリボリューム８０へ未反
映であることを記録しておく。テープ装置６０へのデー
タコピーが完了すると、ホストコンピュータ１０は再同
期コマンドを発行して、ユーザボリューム７０とセカン
ダリボリューム８０を再び二重化状態に戻す。この際に
は、ユーザボリューム７０の更新データをセカンダリボ
リューム８０に反映するためにコピーする。
６０へのコピー実行中でも、ホストコンピュータ１０か
らユーザボリューム７０へのアクセスは継続できる。ユ
ーザボリューム７０上のデータが更新されるとき、更新
されたブロック７１がセカンダリボリューム８０へ未反
映であることを記録しておく。テープ装置６０へのデー
タコピーが完了すると、ホストコンピュータ１０は再同
期コマンドを発行して、ユーザボリューム７０とセカン
ダリボリューム８０を再び二重化状態に戻す。この際に
は、ユーザボリューム７０の更新データをセカンダリボ
リューム８０に反映するためにコピーする。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】ペアの分離状態でユー
ザボリューム７０に対してデータ更新があった場合、セ
カンダリボリューム８０へ未反映であることを記録して
おく。このとき記録する単位が1ビット当たり１ブロッ
ク（５１２Ｂ）であるため、ボリュームの容量が２ＴＢ
とすると１ＧＢものメモリ容量が必要となる。これは1
ペア当たりに必要なメモリであり、ペア数がｎ倍になれ
ば必要なメモリ容量も１ＧＢ×ｎとなり膨大なメモリが
必要となってしまう。しかし逆に１ビット当たりのサイ
ズが小さい程、両ボリューム間のデータ差分が少ない場
合に再同期時間が減少するため、再同期時間を考慮する
と、1ビット当たりの記憶単位が小さい方がいいことに
なる。
ザボリューム７０に対してデータ更新があった場合、セ
カンダリボリューム８０へ未反映であることを記録して
おく。このとき記録する単位が1ビット当たり１ブロッ
ク（５１２Ｂ）であるため、ボリュームの容量が２ＴＢ
とすると１ＧＢものメモリ容量が必要となる。これは1
ペア当たりに必要なメモリであり、ペア数がｎ倍になれ
ば必要なメモリ容量も１ＧＢ×ｎとなり膨大なメモリが
必要となってしまう。しかし逆に１ビット当たりのサイ
ズが小さい程、両ボリューム間のデータ差分が少ない場
合に再同期時間が減少するため、再同期時間を考慮する
と、1ビット当たりの記憶単位が小さい方がいいことに
なる。
【０００５】以上から本発明の目的は、ペアの分離状態
においてセカンダリボリュームへの未反映データを記録
するために必要なメモリ容量を削減させるとともに、そ
れに伴う再同期時間を短縮させることにある。
においてセカンダリボリュームへの未反映データを記録
するために必要なメモリ容量を削減させるとともに、そ
れに伴う再同期時間を短縮させることにある。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明は、第１のボリュ
ームと第２のボリュームとがデータバックアップのため
のペアを構成し、この両ボリュームが二重化状態から分
離状態に移行した後に第１のボリュームに対してデータ
書き込みのあった記憶領域を管理する記憶装置システム
のデータバックアップ方式において、第１のボリューム
から第２のボリュームへのデータコピーの際の１回の転
送可能な最大転送長に等しい第１のボリューム上の記憶
領域に対応する記憶単位をデータ書き込みのあった記憶
領域管理の管理単位として記憶装置上に設定し、データ
書き込みがあった記憶領域に対応する管理単位を特定
し、特定された管理単位に書き込みありを示すフラグを
設定するデータバックアップ方式を特徴とする。
ームと第２のボリュームとがデータバックアップのため
のペアを構成し、この両ボリュームが二重化状態から分
離状態に移行した後に第１のボリュームに対してデータ
書き込みのあった記憶領域を管理する記憶装置システム
のデータバックアップ方式において、第１のボリューム
から第２のボリュームへのデータコピーの際の１回の転
送可能な最大転送長に等しい第１のボリューム上の記憶
領域に対応する記憶単位をデータ書き込みのあった記憶
領域管理の管理単位として記憶装置上に設定し、データ
書き込みがあった記憶領域に対応する管理単位を特定
し、特定された管理単位に書き込みありを示すフラグを
設定するデータバックアップ方式を特徴とする。
【０００７】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施例について図
面を用いて説明する。
面を用いて説明する。
【０００８】図１は、本発明に関連するシステムの構成
を示す図である。記憶装置システム２０は、ホストコン
ピュータ１０に接続される。記憶装置システム２０は、
ハードウェア的にはＣＰＵ、メモリ、キャッシュ、ディ
スク記憶装置などの構成要素によって構成され、メモリ
に格納される制御プログラムによって動作する。ホスト
コンピュータ１０からみたディスク記憶装置は、論理的
なボリュームとして認識される。図１ではこれらの構成
要素の図示を省略し、制御プログラムの一部機能であ
り、本発明に関連するＭＲＣＦ−Ｌｉｔｅ機能（Ｍｕｌ
ｔｉｐｌｅ ＲＡＩＤ Ｃｏｕｐｌｉｎｇ Ｆｅａｔｕ
ｒｅ―Ｌｉｔｅ）３０を図示している。ＭＲＣＦ−Ｌｉ
ｔｅ機能３０は、ホストコンピュータ１０からのコマン
ドによって起動される。正ボリューム（Ｐ−Ｖｏｌ）と
副ボリューム（Ｓ−Ｖｏｌ）は、データバックアップの
ためのミラーペアを構成する。ＭＲＣＦ−Ｌｉｔｅ機能
３０は、Ｐ−Ｖｏｌ及びＳ−Ｖｏｌを管理する。なおボ
リュームは以降ＬＵ（ロジカルユニット）として説明す
る。
を示す図である。記憶装置システム２０は、ホストコン
ピュータ１０に接続される。記憶装置システム２０は、
ハードウェア的にはＣＰＵ、メモリ、キャッシュ、ディ
スク記憶装置などの構成要素によって構成され、メモリ
に格納される制御プログラムによって動作する。ホスト
コンピュータ１０からみたディスク記憶装置は、論理的
なボリュームとして認識される。図１ではこれらの構成
要素の図示を省略し、制御プログラムの一部機能であ
り、本発明に関連するＭＲＣＦ−Ｌｉｔｅ機能（Ｍｕｌ
ｔｉｐｌｅ ＲＡＩＤ Ｃｏｕｐｌｉｎｇ Ｆｅａｔｕ
ｒｅ―Ｌｉｔｅ）３０を図示している。ＭＲＣＦ−Ｌｉ
ｔｅ機能３０は、ホストコンピュータ１０からのコマン
ドによって起動される。正ボリューム（Ｐ−Ｖｏｌ）と
副ボリューム（Ｓ−Ｖｏｌ）は、データバックアップの
ためのミラーペアを構成する。ＭＲＣＦ−Ｌｉｔｅ機能
３０は、Ｐ−Ｖｏｌ及びＳ−Ｖｏｌを管理する。なおボ
リュームは以降ＬＵ（ロジカルユニット）として説明す
る。
【０００９】ＭＲＣＦ−Ｌｉｔｅ機能３０は、二重化機
能（ｃｏｕｐｌｉｎｇ）３１、分離機能（ｓｐｌｉｔ）
３２および再同期機能（ｒｅｓｙｎｃ）３３の３つの機
能を含む。二重化機能３１は、正ＬＵ４０のデータを副
ＬＵ５０にコピーすることによって正ＬＵ４０と副ＬＵ
５０をミラーペアとして二重化する。正ＬＵ４０にデー
タがＷＲＩＴＥされると、二重化機能３１は、同じデー
タを副ＬＵ５０にもＷＲＩＴＥし、正ＬＵと副ＬＵのデ
ータを一致させる。
能（ｃｏｕｐｌｉｎｇ）３１、分離機能（ｓｐｌｉｔ）
３２および再同期機能（ｒｅｓｙｎｃ）３３の３つの機
能を含む。二重化機能３１は、正ＬＵ４０のデータを副
ＬＵ５０にコピーすることによって正ＬＵ４０と副ＬＵ
５０をミラーペアとして二重化する。正ＬＵ４０にデー
タがＷＲＩＴＥされると、二重化機能３１は、同じデー
タを副ＬＵ５０にもＷＲＩＴＥし、正ＬＵと副ＬＵのデ
ータを一致させる。
【００１０】分離機能３２は、ホストコンピュータ１０
によってミラーペアの分離が指示されると、その時点で
データの二重化を停止する。正ＬＵ４０にデータがＷＲ
ＩＴＥされても副ＬＵ５０には反映されず、逆に副ＬＵ
５０にデータがＷＲＩＴＥされても正ＬＵ４０には反映
されない。
によってミラーペアの分離が指示されると、その時点で
データの二重化を停止する。正ＬＵ４０にデータがＷＲ
ＩＴＥされても副ＬＵ５０には反映されず、逆に副ＬＵ
５０にデータがＷＲＩＴＥされても正ＬＵ４０には反映
されない。
【００１１】再同期機能３３は、ホストコンピュータ１
０によってミラーペアの再同期が指示されると、指示に
従って正ＬＵ４０から副ＬＵ５０、または副ＬＵ５０か
ら正ＬＵ４０にデータをコピーし、分離された正ＬＵ４
０と副ＬＵ５０のデータを再び一致させる。
０によってミラーペアの再同期が指示されると、指示に
従って正ＬＵ４０から副ＬＵ５０、または副ＬＵ５０か
ら正ＬＵ４０にデータをコピーし、分離された正ＬＵ４
０と副ＬＵ５０のデータを再び一致させる。
【００１２】図２は、記憶装置システム２０においてＬ
Ｕのペアの状態と各状態が遷移する条件を示す状態遷移
図である。ペアが解除されている状態“ＳＭＰＬ“１０
０でホストコンピュータ１０から二重化を指示するコマ
ンドを受けると、正ＬＵから副ＬＵへのボリューム全体
のコピー（イニシャルコピー）実行中の状態“ＣＯＰＹ
（ＰＤ）”１０１となる。コピーが終了すると、正ＬＵ
と副ＬＵのデータが一致している状態“ＰＡＩＲ”１０
２となり、二重化が完了して両ＬＵはミラーペアとな
る。“ＰＡＩＲ”１０２状態でホストコンピュータ１０
からペアの分離を指示するコマンドを受けると、分離状
態“ＰＳＵＳ“１０３となり、正ＬＵ４０にデータがＷ
ＲＩＴＥされても副ＬＵ５０には反映されず、副ＬＵ５
０に対するデータのＷＲＩＴＥがない限り分離時点での
正ＬＵ４０のデータが保持される。“ＰＳＵＳ”１０３
状態でホストコンピュータ１０より正ＬＵから副ＬＵへ
の再同期を指示するコマンドを受けると、正ＬＵから副
ＬＵへのコピーの状態“ＣＯＰＹ（ＲＳ）”１０４とな
る。“ＰＳＵＳ”１０３状態でホストコンピュータ１０
より副ＬＵから正ＬＵへの再同期を指示するコマンドを
受けると、副ＬＵから正ＬＵへのコピーの状態“ＣＯＰ
Ｙ（ＲＳ−Ｒ）”１０５となる。再同期のためのコピー
が終了すると、“ＰＡＩＲ”１０２状態に戻り、二重化
が完了する。ペア状態が”ＳＭＰＬ“１００以外でホス
トコンピュータ１０からサスペンド指示を受けると、サ
スペンドされた状態“ＰＳＵＥ”１０６となる。またイ
ニシャルコピー又は再同期実行中に障害が発生した場合
も“ＰＳＵＥ”１０６となる。“ＣＯＰＹ（ＲＳ）”１
０４又は“ＣＯＰＹ（ＲＳ−Ｒ）”１０５中のサスペン
ドが解除されるか障害から復旧すると、元のコピー状態
に戻る。ホストコンピュータ１０からペア解除を指示す
るコマンドを受けると、“ＳＭＰＬ“１００に戻る。
Ｕのペアの状態と各状態が遷移する条件を示す状態遷移
図である。ペアが解除されている状態“ＳＭＰＬ“１０
０でホストコンピュータ１０から二重化を指示するコマ
ンドを受けると、正ＬＵから副ＬＵへのボリューム全体
のコピー（イニシャルコピー）実行中の状態“ＣＯＰＹ
（ＰＤ）”１０１となる。コピーが終了すると、正ＬＵ
と副ＬＵのデータが一致している状態“ＰＡＩＲ”１０
２となり、二重化が完了して両ＬＵはミラーペアとな
る。“ＰＡＩＲ”１０２状態でホストコンピュータ１０
からペアの分離を指示するコマンドを受けると、分離状
態“ＰＳＵＳ“１０３となり、正ＬＵ４０にデータがＷ
ＲＩＴＥされても副ＬＵ５０には反映されず、副ＬＵ５
０に対するデータのＷＲＩＴＥがない限り分離時点での
正ＬＵ４０のデータが保持される。“ＰＳＵＳ”１０３
状態でホストコンピュータ１０より正ＬＵから副ＬＵへ
の再同期を指示するコマンドを受けると、正ＬＵから副
ＬＵへのコピーの状態“ＣＯＰＹ（ＲＳ）”１０４とな
る。“ＰＳＵＳ”１０３状態でホストコンピュータ１０
より副ＬＵから正ＬＵへの再同期を指示するコマンドを
受けると、副ＬＵから正ＬＵへのコピーの状態“ＣＯＰ
Ｙ（ＲＳ−Ｒ）”１０５となる。再同期のためのコピー
が終了すると、“ＰＡＩＲ”１０２状態に戻り、二重化
が完了する。ペア状態が”ＳＭＰＬ“１００以外でホス
トコンピュータ１０からサスペンド指示を受けると、サ
スペンドされた状態“ＰＳＵＥ”１０６となる。またイ
ニシャルコピー又は再同期実行中に障害が発生した場合
も“ＰＳＵＥ”１０６となる。“ＣＯＰＹ（ＲＳ）”１
０４又は“ＣＯＰＹ（ＲＳ−Ｒ）”１０５中のサスペン
ドが解除されるか障害から復旧すると、元のコピー状態
に戻る。ホストコンピュータ１０からペア解除を指示す
るコマンドを受けると、“ＳＭＰＬ“１００に戻る。
【００１３】図３は、記憶装置システム２０のメモリに
格納されるＬＵ確保ブロック情報２００、ブロック管理
テーブル２１０及びキャッシュ領域内に設けられるビッ
トマップエリア２２０のデータ構成を示す図である。ビ
ットマップエリア２２０は、複数のブロックに分割され
ており、各ブロックは２ＫＢの記憶容量を有する。各ブ
ロックは０から始まるブロック番号のいずれかに対応し
ている。ブロック内の１ビットをＬＵの１ＭＢ分の記憶
領域に対応させるので、１ブロックによってＬＵの１６
ＧＢ分の記憶領域を管理する。ここで１ＭＢはハードウ
ェア上の制限によるＬＵ−ＬＵ間のコピーのための１回
の最大データ転送長に相当する。すなわちビットマップ
エリア２２０の１ビットは最大転送長に相当している。
ビットマップエリア２２０は、ＬＵペアを構成する正Ｌ
Ｕ及び副ＬＵ各々についてビットマップ情報を格納す
る。各ビットを差分ビットと呼ぶ。初期状態及び正ＬＵ
と副ＬＵの差分ビット対応記憶領域の内容が一致したと
き、差分ビットは値“０”（オフ）に設定される。“Ｐ
ＳＵＳ”１０３状態の場合に正ＬＵ又は副ＬＵの差分ビ
ット対応記憶領域に対して情報の書き込みが行われたと
き、対応する差分ビットは値“１”（オン）に設定され
る。
格納されるＬＵ確保ブロック情報２００、ブロック管理
テーブル２１０及びキャッシュ領域内に設けられるビッ
トマップエリア２２０のデータ構成を示す図である。ビ
ットマップエリア２２０は、複数のブロックに分割され
ており、各ブロックは２ＫＢの記憶容量を有する。各ブ
ロックは０から始まるブロック番号のいずれかに対応し
ている。ブロック内の１ビットをＬＵの１ＭＢ分の記憶
領域に対応させるので、１ブロックによってＬＵの１６
ＧＢ分の記憶領域を管理する。ここで１ＭＢはハードウ
ェア上の制限によるＬＵ−ＬＵ間のコピーのための１回
の最大データ転送長に相当する。すなわちビットマップ
エリア２２０の１ビットは最大転送長に相当している。
ビットマップエリア２２０は、ＬＵペアを構成する正Ｌ
Ｕ及び副ＬＵ各々についてビットマップ情報を格納す
る。各ビットを差分ビットと呼ぶ。初期状態及び正ＬＵ
と副ＬＵの差分ビット対応記憶領域の内容が一致したと
き、差分ビットは値“０”（オフ）に設定される。“Ｐ
ＳＵＳ”１０３状態の場合に正ＬＵ又は副ＬＵの差分ビ
ット対応記憶領域に対して情報の書き込みが行われたと
き、対応する差分ビットは値“１”（オン）に設定され
る。
【００１４】ブロック管理テーブル２１０は、ビットマ
ップエリア２２０の各ブロックについてブロック番号０
から順に使用中フラグ２１１及びブロック先頭アドレス
２１２を格納する。使用中フラグ２１１はそのブロック
が使用中か否かを示すフラグである。ブロック先頭アド
レス２１２は、ビットマップエリア２２０内でそのブロ
ックの先頭アドレスを設定する。ＬＵ確保ブロック情報
２００は、各ＬＵごとにビットマップエリア２２０内の
割り当てたブロックのブロック番号を設定する。図示し
ていないが、ＬＵペアを構成する正ＬＵと副ＬＵのＬＵ
番号の組を制御情報としてメモリ上に格納する。
ップエリア２２０の各ブロックについてブロック番号０
から順に使用中フラグ２１１及びブロック先頭アドレス
２１２を格納する。使用中フラグ２１１はそのブロック
が使用中か否かを示すフラグである。ブロック先頭アド
レス２１２は、ビットマップエリア２２０内でそのブロ
ックの先頭アドレスを設定する。ＬＵ確保ブロック情報
２００は、各ＬＵごとにビットマップエリア２２０内の
割り当てたブロックのブロック番号を設定する。図示し
ていないが、ＬＵペアを構成する正ＬＵと副ＬＵのＬＵ
番号の組を制御情報としてメモリ上に格納する。
【００１５】記憶装置システム２０の二重化機能３１
は、ホストコンピュータ１０から二重化指示のコマンド
を受け取ると、ＬＵペアを構成する正ＬＵと副ＬＵ各々
について、ブロック管理テーブル２１０を参照して使用
中フラグ２１１が未使用を示すブロックを当該ＬＵの容
量に応じて必要分割り当て、割り当てたブロックに対応
する使用中フラグ２１１を使用中状態に変更する。また
各ＬＵについて割り当てたブロックのブロック番号をＬ
Ｕ確保ブロック情報２００に登録する。ビットマップエ
リア２２０はあらかじめ必要量が確保されているので、
割り当てるブロックが不足することはない。ホストコン
ピュータ１０からペア解除を指示するコマンドを受け取
ると、二重化機能３１は、該当するＬＵペアについてブ
ロック管理テーブル２１０の該当するブロックの使用中
フラグ２１１をすべて未使用に戻すことによって割り当
てられていたブロックを解放する。またＬＵ確保ブロッ
ク情報２００の該当するＬＵのブロック番号情報を削除
する。
は、ホストコンピュータ１０から二重化指示のコマンド
を受け取ると、ＬＵペアを構成する正ＬＵと副ＬＵ各々
について、ブロック管理テーブル２１０を参照して使用
中フラグ２１１が未使用を示すブロックを当該ＬＵの容
量に応じて必要分割り当て、割り当てたブロックに対応
する使用中フラグ２１１を使用中状態に変更する。また
各ＬＵについて割り当てたブロックのブロック番号をＬ
Ｕ確保ブロック情報２００に登録する。ビットマップエ
リア２２０はあらかじめ必要量が確保されているので、
割り当てるブロックが不足することはない。ホストコン
ピュータ１０からペア解除を指示するコマンドを受け取
ると、二重化機能３１は、該当するＬＵペアについてブ
ロック管理テーブル２１０の該当するブロックの使用中
フラグ２１１をすべて未使用に戻すことによって割り当
てられていたブロックを解放する。またＬＵ確保ブロッ
ク情報２００の該当するＬＵのブロック番号情報を削除
する。
【００１６】１ＬＵ当り割当可能な最大ブロック数を１
２８ブロックにすることによって、最大２ＴＢの記憶容
量をもつＬＵに対応する差分ビットのビットマップを管
理できる。よって２ＴＢの容量をもつＬＵから構成され
るＬＵペアの差分情報を管理するために必要なメモリ容
量は、「ビットマップエリア２２０（２ＫＢ×１２８ブ
ロック×２ＬＵ）＋ＬＵ確保ブロック情報２００（数バ
イト×１２８ブロック×２ＬＵ）＋ブロック管理テーブ
ル２１０（数バイト×１２８ブロック×２ＬＵ）＝約５
１３ＫＢ」となる。複数のＬＵペアを管理する場合は、
「1ＬＵペアに必要なメモリ×ペア数」となる。
２８ブロックにすることによって、最大２ＴＢの記憶容
量をもつＬＵに対応する差分ビットのビットマップを管
理できる。よって２ＴＢの容量をもつＬＵから構成され
るＬＵペアの差分情報を管理するために必要なメモリ容
量は、「ビットマップエリア２２０（２ＫＢ×１２８ブ
ロック×２ＬＵ）＋ＬＵ確保ブロック情報２００（数バ
イト×１２８ブロック×２ＬＵ）＋ブロック管理テーブ
ル２１０（数バイト×１２８ブロック×２ＬＵ）＝約５
１３ＫＢ」となる。複数のＬＵペアを管理する場合は、
「1ＬＵペアに必要なメモリ×ペア数」となる。
【００１７】なお分離状態で副ＬＵに対するデータ書き
込みを凍結する場合には、ＬＵ確保ブロック情報２０
０、ブロック管理テーブル２１０及びビットマップエリ
ア２２０の副ＬＵ分が不要になるから、これらに必要な
記憶容量は上記の約半分になる。
込みを凍結する場合には、ＬＵ確保ブロック情報２０
０、ブロック管理テーブル２１０及びビットマップエリ
ア２２０の副ＬＵ分が不要になるから、これらに必要な
記憶容量は上記の約半分になる。
【００１８】管理単位である差分ビットに対応する記憶
容量を小さくすれば、1ＬＵペアに必要なメモリが多く
なるが、差分が少ない場合の再同期の時間は短くなる。
逆に差分ビットに対応する記憶容量を大きくすれば、1
ＬＵペアに必要なメモリが少なくなるが、差分が少ない
場合にコピーする量が多くなり、再同期の時間が長くな
る。
容量を小さくすれば、1ＬＵペアに必要なメモリが多く
なるが、差分が少ない場合の再同期の時間は短くなる。
逆に差分ビットに対応する記憶容量を大きくすれば、1
ＬＵペアに必要なメモリが少なくなるが、差分が少ない
場合にコピーする量が多くなり、再同期の時間が長くな
る。
【００１９】図４は、記憶装置システム２０の分離機能
３２が行う差分ビットのオン設定処理の流れを示すフロ
ーチャートである。分離機能３２は、ＬＵペアを構成す
る正ＬＵ又は副ＬＵに対してホストコンピュータ１０か
らＷＲＩＴＥコマンドを受けたとき、そのＬＵペアが
“ＰＳＵＳ”１０３状態の場合に（ステップ３０１ＹＥ
Ｓ）、ＬＵ確保ブロック情報２００およびブロック管理
テーブル２１０を経由してビットマップエリア２２０を
参照し、ＬＵの書き込み領域に対応するビットマップエ
リア２２０内の差分ビットの位置を算出し（ステップ３
０２）、ビットマップエリア２２０から該当する差分ビ
ットを含む１バイト分の情報をメモリ上に取得する（ス
テップ３０３）。次に該当する差分ビットの値をオンに
設定し（ステップ３０４）、オン設定された差分ビット
を含む１バイト分の情報をビットマップエリア２２０内
の元の位置に格納する（ステップ３０５）。
３２が行う差分ビットのオン設定処理の流れを示すフロ
ーチャートである。分離機能３２は、ＬＵペアを構成す
る正ＬＵ又は副ＬＵに対してホストコンピュータ１０か
らＷＲＩＴＥコマンドを受けたとき、そのＬＵペアが
“ＰＳＵＳ”１０３状態の場合に（ステップ３０１ＹＥ
Ｓ）、ＬＵ確保ブロック情報２００およびブロック管理
テーブル２１０を経由してビットマップエリア２２０を
参照し、ＬＵの書き込み領域に対応するビットマップエ
リア２２０内の差分ビットの位置を算出し（ステップ３
０２）、ビットマップエリア２２０から該当する差分ビ
ットを含む１バイト分の情報をメモリ上に取得する（ス
テップ３０３）。次に該当する差分ビットの値をオンに
設定し（ステップ３０４）、オン設定された差分ビット
を含む１バイト分の情報をビットマップエリア２２０内
の元の位置に格納する（ステップ３０５）。
【００２０】図５は、再同期機能３３が行う再同期処理
の流れを示すフローチャートである。再同期機能３３
は、指定されたＬＵペアについて、ＬＵ確保ブロック情
報２００およびブロック管理テーブル２１０を経由して
ビットマップエリア２２０上のその正ＬＵ又は副ＬＵの
該当する値がオンの差分ビットを順に検索する（ステッ
プ４０１）。該当する差分ビットがあれば（ステップ４
０２ＹＥＳ）、再同期指示に従って正ＬＵから副ＬＵへ
又は副ＬＵから正ＬＵへ当該差分ビット対応記憶領域の
情報をコピーする（ステップ４０３）。このときコピー
する記憶容量は、ＬＵ−ＬＵ間コピーの最大転送長（１
ＭＢ）である。ホストコンピュータ１０からＲＥＡＤ／
ＷＲＩＴＥ要求を受けたなどの理由によってコピーが中
断したときには（ステップ４０４ＮＯ）、ステップ４０
３に戻り、差分ビット対応記憶領域ののコピーが終了す
るまで差分コピーを繰り返す。差分ビット対応記憶領域
のコピーが終了したとき（ステップ４０４ＹＥＳ）、当
該差分ビットをオフにし、ステップ４０１に戻り、残り
の差分ビットの検索を続ける。オンの差分ビットが見当
たらず、当該ＬＵペア分の検索が終了したとき（ステッ
プ４０２ＮＯ）、処理を終了する。
の流れを示すフローチャートである。再同期機能３３
は、指定されたＬＵペアについて、ＬＵ確保ブロック情
報２００およびブロック管理テーブル２１０を経由して
ビットマップエリア２２０上のその正ＬＵ又は副ＬＵの
該当する値がオンの差分ビットを順に検索する（ステッ
プ４０１）。該当する差分ビットがあれば（ステップ４
０２ＹＥＳ）、再同期指示に従って正ＬＵから副ＬＵへ
又は副ＬＵから正ＬＵへ当該差分ビット対応記憶領域の
情報をコピーする（ステップ４０３）。このときコピー
する記憶容量は、ＬＵ−ＬＵ間コピーの最大転送長（１
ＭＢ）である。ホストコンピュータ１０からＲＥＡＤ／
ＷＲＩＴＥ要求を受けたなどの理由によってコピーが中
断したときには（ステップ４０４ＮＯ）、ステップ４０
３に戻り、差分ビット対応記憶領域ののコピーが終了す
るまで差分コピーを繰り返す。差分ビット対応記憶領域
のコピーが終了したとき（ステップ４０４ＹＥＳ）、当
該差分ビットをオフにし、ステップ４０１に戻り、残り
の差分ビットの検索を続ける。オンの差分ビットが見当
たらず、当該ＬＵペア分の検索が終了したとき（ステッ
プ４０２ＮＯ）、処理を終了する。
【００２１】図６は、ステップ４０１及び４０２の差分
ビットを検索し判別する処理の詳細を説明する図であ
る。例えば正ＬＵに割り当てられているブロックのブロ
ック番号をＬＵ確保ブロック情報２０２から取得し、ブ
ロック番号０のブロックに含まれるビットマップの１バ
イト２２１を取得する。同様に副ＬＵに割り当てられて
いるブロックのブロック番号をＬＵ確保ブロック情報２
０３から取得し、ブロック番号６に含まれるビットマッ
プの1バイト２２２を取得する。１バイト２２１と１バ
イト２２２について差分ビットの論理和（ＯＲ）をとる
と、バイト２２３を得る。バイト２２３のうち値がオン
となっているビットが該当する差分ありのビットであ
る。再同期機能３３は、再同期指示に従って差分ありの
差分ビットに対応する記憶領域の情報をコピーする。コ
ピーが完了したとき、正ＬＵ又は副ＬＵのオンであった
該当する差分ビットをオフにする。なお正ＬＵについて
のみ、差分ビットの検索をすることも可能である。
ビットを検索し判別する処理の詳細を説明する図であ
る。例えば正ＬＵに割り当てられているブロックのブロ
ック番号をＬＵ確保ブロック情報２０２から取得し、ブ
ロック番号０のブロックに含まれるビットマップの１バ
イト２２１を取得する。同様に副ＬＵに割り当てられて
いるブロックのブロック番号をＬＵ確保ブロック情報２
０３から取得し、ブロック番号６に含まれるビットマッ
プの1バイト２２２を取得する。１バイト２２１と１バ
イト２２２について差分ビットの論理和（ＯＲ）をとる
と、バイト２２３を得る。バイト２２３のうち値がオン
となっているビットが該当する差分ありのビットであ
る。再同期機能３３は、再同期指示に従って差分ありの
差分ビットに対応する記憶領域の情報をコピーする。コ
ピーが完了したとき、正ＬＵ又は副ＬＵのオンであった
該当する差分ビットをオフにする。なお正ＬＵについて
のみ、差分ビットの検索をすることも可能である。
【００２２】このようにして当該ＬＵペアについて再同
期処理が終了したとき、当該ＬＵペアの正ＬＵ及び副Ｌ
Ｕに対応する差分ビットはすべてオフとなる。二重化機
能３１は、ＬＵペアのペア状態を“ＰＡＩＲ”１０２に
し、二重化が完了する。
期処理が終了したとき、当該ＬＵペアの正ＬＵ及び副Ｌ
Ｕに対応する差分ビットはすべてオフとなる。二重化機
能３１は、ＬＵペアのペア状態を“ＰＡＩＲ”１０２に
し、二重化が完了する。
【００２３】ＬＵからＬＵへ情報コピーするときに、１
回のデータ転送ごとにコピー時間にハードウェア的なオ
ーバヘッド時間が加わる。従って差分ビット対応記憶領
域を最大転送長にとると、差分データの管理のために必
要なメモリ容量と再同期所要時間がトレードオフされ、
最適化される。差分ビット対応記憶領域を最大転送長以
上にすると、メモリ容量は削減されるが、余分なオーバ
ヘッド時間が加わり不利となる。また差分ビット対応記
憶領域を最大転送長より小さくすると、メモリ容量が増
加するとともに、余分なオーバヘッドが加わる可能性が
生じ不利となる。
回のデータ転送ごとにコピー時間にハードウェア的なオ
ーバヘッド時間が加わる。従って差分ビット対応記憶領
域を最大転送長にとると、差分データの管理のために必
要なメモリ容量と再同期所要時間がトレードオフされ、
最適化される。差分ビット対応記憶領域を最大転送長以
上にすると、メモリ容量は削減されるが、余分なオーバ
ヘッド時間が加わり不利となる。また差分ビット対応記
憶領域を最大転送長より小さくすると、メモリ容量が増
加するとともに、余分なオーバヘッドが加わる可能性が
生じ不利となる。
【００２４】
【発明の効果】以上述べたように本発明によれば、ペア
を構成する両ボリュームの分離状態において両ボリュー
ムの差分データを管理する場合に、その管理単位を最大
転送長にすることにより、差分管理に必要なメモリ容量
を削減できるとともに、再同期にかかる時間を短縮する
ことができる。
を構成する両ボリュームの分離状態において両ボリュー
ムの差分データを管理する場合に、その管理単位を最大
転送長にすることにより、差分管理に必要なメモリ容量
を削減できるとともに、再同期にかかる時間を短縮する
ことができる。
【図１】本発明に関連するシステムの構成を示す図であ
る。
る。
【図２】ＬＵペアの状態と各状態が遷移する条件を示す
状態遷移図である。
状態遷移図である。
【図３】差分管理のための管理情報の形式例を示す図で
ある。
ある。
【図４】実施例の差分ビットのオン設定処理の流れを示
すフローチャートである。
すフローチャートである。
【図５】実施例の再同期処理の流れを示すフローチャー
トである。
トである。
【図６】実施例の差分ビットを検索し判別する処理を説
明する図である。
明する図である。
【図７】従来技術のデータバックアップ方法を説明する
図である。
図である。
１０・・・ホストコンピュータ、２０・・・記憶装置システ
ム、３０・・・ＭＲＣＦ−Ｌｉｔｅ機能、３１・・・二重化機
能、３２・・・分離機能、３３・・・再同期機能、４０・・・正
ＬＵ、５０・・・副ＬＵ、２００・・・ＬＵ確保ブロック情
報、２１０・・・ブロック管理テーブル、２２０・・・ビット
マップエリア。
ム、３０・・・ＭＲＣＦ−Ｌｉｔｅ機能、３１・・・二重化機
能、３２・・・分離機能、３３・・・再同期機能、４０・・・正
ＬＵ、５０・・・副ＬＵ、２００・・・ＬＵ確保ブロック情
報、２１０・・・ブロック管理テーブル、２２０・・・ビット
マップエリア。
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考）
Ｇ０６Ｆ 12/16 ３１０ Ｇ０６Ｆ 12/16 ３１０Ｍ
(72)発明者 三浦 隆明
神奈川県横浜市中区尾上町６丁目81番地
日立ソフトウエアエンジニアリング株式会
社内
(72)発明者 出雲 博
神奈川県横浜市中区尾上町６丁目81番地
日立ソフトウエアエンジニアリング株式会
社内
(72)発明者 小林 正明
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） 5B018 GA04 HA04 KA11 MA12
5B065 BA01 CA12 CA16 CC03 CC08
CC10 EA31 EA33
5B082 DC09
Claims (3)
- 【請求項１】第１のボリュームと第２のボリュームとが
データバックアップのためのペアを構成し、前記の両ボ
リュームが二重化状態から分離状態に移行した後に前記
第１のボリュームに対してデータ書き込みのあった記憶
領域を管理する記憶装置システムのデータバックアップ
方法において、 前記第１のボリュームから前記第２のボリュームへのデ
ータコピーの際の１回で転送可能な最大転送長に等しい
前記第１のボリューム上の記憶領域に対応する記憶単位
を前記データ書き込みのあった記憶領域管理の管理単位
として記憶装置上に設定し、前記データ書き込みがあっ
た記憶領域に対応する前記管理単位を特定し、特定され
た前記管理単位に書き込みありを示すフラグを設定する
ことを特徴とするデータバックアップ方法。 - 【請求項２】前記ペアを構成する前記分離状態の前記両
ボリュームについて再同期の指示を受けたとき、前記第
１のボリュ―ムについて前記書き込みありを示すフラグ
が設定された前記管理単位を検索し、検索結果の前記管
理単位に対応する前記第１のボリューム上の記憶領域に
ついて前記第１のボリュームから前記第２のボリューム
へデータコピーすることを特徴とする請求項１記載のデ
ータバックアップ方法。 - 【請求項３】第１のボリュームと第２のボリュームとが
データバックアップのためのペアを構成し、前記の両ボ
リュームが二重化状態から分離状態に移行した後に前記
第１のボリュームに対してデータ書き込みのあった記憶
領域を管理する手段を有する記憶装置システムにおい
て、 前記第１のボリュームから前記第２のボリュームへのデ
ータコピーの際の１回で転送可能な最大転送長に等しい
前記第１のボリューム上の記憶領域に対応する記憶単位
を前記データ書き込みのあった記憶領域管理の管理単位
として記憶装置上に設定する手段と、前記データ書き込
みがあった記憶領域に対応する前記管理単位を特定する
手段と、特定された前記管理単位に書き込みありを示す
フラグを設定する手段とを有することを特徴とする記憶
装置システム。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001371205A JP2003173240A (ja) | 2001-12-05 | 2001-12-05 | 記憶装置システム及びそのデータバックアップ方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001371205A JP2003173240A (ja) | 2001-12-05 | 2001-12-05 | 記憶装置システム及びそのデータバックアップ方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2003173240A true JP2003173240A (ja) | 2003-06-20 |
Family
ID=19180283
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001371205A Pending JP2003173240A (ja) | 2001-12-05 | 2001-12-05 | 記憶装置システム及びそのデータバックアップ方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2003173240A (ja) |
Cited By (9)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2006039598A (ja) * | 2004-06-24 | 2006-02-09 | Katsuya Ishihara | コンピュータシステムのデータ連携方法及びデータ連携装置 |
| JP2008305288A (ja) * | 2007-06-11 | 2008-12-18 | Hitachi Ltd | 情報システム、および、情報システムの情報保存方法 |
| JP2009544100A (ja) * | 2006-07-18 | 2009-12-10 | ネットアップ，インコーポレイテッド | ネットワーク記憶システムのためのリムーバブル携帯データバックアップ |
| US7945749B2 (en) | 2005-12-27 | 2011-05-17 | Fujitsu Limited | Data mirroring method |
| JP2011222030A (ja) * | 2004-02-04 | 2011-11-04 | Sandisk Corp | デュアルメディアストレージデバイス |
| US8468298B2 (en) | 2008-04-11 | 2013-06-18 | Fujitsu Limited | Management device and management method |
| WO2014060881A1 (en) * | 2012-10-17 | 2014-04-24 | International Business Machines Corporation | Consistency group management |
| US9015385B2 (en) | 2012-08-20 | 2015-04-21 | Fujitsu Limited | Data storage device and method of controlling data storage device |
| US9251230B2 (en) | 2012-10-17 | 2016-02-02 | International Business Machines Corporation | Exchanging locations of an out of synchronization indicator and a change recording indicator via pointers |
-
2001
- 2001-12-05 JP JP2001371205A patent/JP2003173240A/ja active Pending
Cited By (14)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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| JP2011222030A (ja) * | 2004-02-04 | 2011-11-04 | Sandisk Corp | デュアルメディアストレージデバイス |
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| JP5251974B2 (ja) * | 2008-04-11 | 2013-07-31 | 富士通株式会社 | 管理装置、管理方法及びプログラム |
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| US9015385B2 (en) | 2012-08-20 | 2015-04-21 | Fujitsu Limited | Data storage device and method of controlling data storage device |
| WO2014060881A1 (en) * | 2012-10-17 | 2014-04-24 | International Business Machines Corporation | Consistency group management |
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| US9251233B2 (en) | 2012-10-17 | 2016-02-02 | International Business Machines Corporation | Merging an out of synchronization indicator and a change recording indicator in response to a failure in consistency group formation |
| US9251231B2 (en) | 2012-10-17 | 2016-02-02 | International Business Machines Corporation | Merging an out of synchronization indicator and a change recording indicator in response to a failure in consistency group formation |
| US9367598B2 (en) | 2012-10-17 | 2016-06-14 | International Business Machines Corporation | Merging an out of synchronization indicator and a change recording indicator in response to a failure in consistency group formation |
| US9372908B2 (en) | 2012-10-17 | 2016-06-21 | International Business Machines Corporation | Merging an out of synchronization indicator and a change recording indicator in response to a failure in consistency group formation |
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