CN103620543A - 使用用于动态地分配物理数据存储空间的方法的数据存储系统 - Google Patents

Abstract

本发明旨在通过经由交换所有权来访问被形成为分级存储器的轨道映射信息来阻止分布式存储系统的访问执行。在向虚拟卷指派实际数据存储区域的过程中，首先，指派来自池的页面，并且然后从所述页面指派轨道。页面包括多个轨道，在主机写操作时所指派的轨道数据被从顶部依次地存储到所述多个轨道中。虚拟卷和页面的映射信息被存储在不同于轨道数据的控制信息页面中，并且映射信息被存储在仅被具有虚拟卷所有权的微处理器访问的控制信息页面中。

Description

使用用于动态地分配物理数据存储空间的方法的数据存储系统

技术领域

本发明涉及一种用于动态地向存储设备中的虚拟卷的控制信息区域指派实际数据存储区域的方法。

背景技术

专利文献1教导了布置多个微处理器和仅能够从存储子系统内的各微处理器访问的本地存储器。根据此存储子系统，执行存储设备的输入/输出处理的每个微处理器被提供所有权，并且用于执行相关存储设备的输入/输出处理所必须的高速缓存控制信息被存储在微处理器的本地存储器中。

此外，专利文献2公开了一种与动态地向虚拟存储区域分配实际数据存储区域有关的过程，其中，当对虚拟存储区域发生主机写过程时，该实际数据存储区域被指派给虚拟存储区域，并且虚拟存储区域和实际存储的地址被映射。存在虚拟存储区域的输入/输出处理所需的地址映射信息随着虚拟卷的数目和容量而成比例地增加这样的缺点，但是，这一问题可以通过将地址映射信息存储在与本地存储器相比具有较差访问性能但是较为便宜的存储器设备中得到解决。

引用列表

专利文献

PTL1：PCT公开号2010/131373

pTL2：美国专利号7,613,896

发明内容

技术问题

如果具有对包括虚拟存储区域的虚拟存储设备的所有权的微处理器并不具有对其中存储有地址映射信息的存储设备的所有权，则其不能读取执行对虚拟存储设备的输入/输出处理所需的地址映射信息。即使微处理器具有所有权，由于微处理器必须交叉（cross over）该所有权以对卷进行访问，微处理器的性能也将劣化。交叉所有权来访问卷例如意味着有权访问某个卷的微处理器被改变（所有权的迁移）。此外，根据用于以分散方式向虚拟存储区域对数据的输入/输出处理所需的地址映射信息存储在具有比本地存储器更差访问性能的存储设备中的方法，当访问频繁地发生时，对存储在存储设备中的地址映射信息的访问也将增加。因此，整个系统的访问性能劣化。

本发明旨在通过将虚拟存储区域和实际数据存储区域的地址映射信息存储在存储设备中、并使得具有虚拟存储设备的所有权的微处理器能够对其进行访问来改善存储系统的访问性能。

问题的解决方案

用具有以下特性的本发明，能够实现以上目的。

（1）多个存储设备之中的第一实际数据存储区域（在下文中称为页面）被指派给第一虚拟存储区域，并且第二实际数据存储区域（在下文中称为轨道）被指派给已指派给第一虚拟存储区域的页面之中的第二虚拟存储区域。页面包括多个轨道，并且轨道数据被按照指派给第二虚拟存储区域的顺序依次地存储。

（2）多个存储设备和第一虚拟存储区域的第一地址映射信息的大小与页面数目成比例，并被存储在共享存储器中。第二虚拟存储区域和第一虚拟存储区域的第二地址映射信息的大小与轨道的数目成比例，并被存储在指派给第一虚拟存储区域的页面中。

（3）通过将数据的输入/输出处理所需的第二地址映射信息存储在包括指派给第一虚拟存储区域的页面中的第二虚拟存储区域的虚拟存储设备中，访问第二地址映射信息所需的高速缓存控制信息将被存储在具有虚拟存储设备所有权的微处理器的本地存储器中。

本发明的有利效果

根据本发明，微处理器能够在存储设备中排他地执行虚拟存储设备中的数据的输入/输出处理，该虚拟存储设备存储地址映射信息。

附图说明

图1是示出了存储系统的整个结构的框图。

图2是示出了在存储控制器中执行的微程序的配置的图。

图3是示出了存储设备中的逻辑配置的框图。

图4是示出了存储在SM（共享存储器）中的管理表的图。

图5是示出了用于管理MPPK（微处理器包）编号和HDEV编号的映射的管理表的图。

图6是示出了用于管理HDEV（主机逻辑设备）编号和LDEV（逻辑设备）编号的映射的管理表的图。

图7是示出了用于管理HDEV编号和卷大小的映射的管理表的图。

图8是示出了用于管理HDEV编号和HDEV属性的映射的管理表的图。

图9是示出了用于管理HDEV编号和磁盘编号的映射的管理表的图。

图10是示出了用于管理LDEV编号和池编号的映射的管理表的图。

图11是示出了用于管理池编号和磁盘编号的映射的管理表的图。

图12是示出了在页面指派过程中使用的PMT（页面映射表）的图。

图13是示出了PMT管理目录的图。

图14是示出了TMT管理目录的图。

图15是示出了在页面的轨道指派过程中所使用的TMT（轨道映射表）的图。

图16是根据实施例1的虚拟卷创建过程的流程图。

图17是示出了根据实施例1的用于向虚拟卷指派轨道的过程的流程图。

图18是示出了根据实施例2的用于管理轨道编号和拷贝状态的管理表的图。

图19是示出了根据实施例2的用于管理轨道编号和更新状态的管理表的图。

图20是示出了根据实施例2的对状态的管理表的图。

图21是根据实施例2的拷贝对创建过程的流程图。

图22是根据实施例2的拷贝作业中的背景拷贝过程的流程图。

图23是实施例2中的用于解释发生主机写命令时的前一拷贝过程的流程图。

图24是根据实施例2的差异恢复命令过程的流程图。

图25是示出了根据实施例3的发生MF主机写命令时的轨道指派释放过程的流程图。

图26是示出了根据实施例4的所有权迁移过程的流程图。

图27是示出了根据实施例3的卷的角色变化的流程图。

图28是示出了根据实施例5的存储系统的总体结构的框图。

图29是示出了根据实施例5的文件的配置的图。

具体实施方式

现在，将参考附图来描述本发明的优选实施例。在以下描述中，将各种信息称为“管理表”或其他类似表述，但是各种信息可以通过除了表之外的数据结构来表示。此外，还可以将“管理表”称为“管理信息”以显示该数据并不依赖于数据结构。

此外，在本描述中，存在其中将“程序”称为各种过程的主体的情况。该程序由诸如MP（微处理器）的处理器执行以便执行预定过程。由于该过程任意地利用存储资源（诸如存储器）和通信接口单元（诸如通信端口），所以过程的主体也可以是处理器。处理器可以包括MP和专用硬件。计算机程序能够被从程序源安装在各种计算机中。该程序源可以是例如程序分发服务器或存储介质。

此外，能够经由编号来识别例如LDEV（逻辑设备）的各元件，但是如果名称或其他各种识别信息是可识别的，也可以使用它们。根据本发明的附图和描述，用相同的参考标号来表示等效元件，但是本发明不受限于本实施例，并且符合本发明的概念的所有适用示例被包括在本发明的技术范围内。如果未具体地指定编号，则各部件的数目可以是一个或多于一个。

<实施例1>

将参考图1至图17来描述根据本发明的实施例1的用于动态地向存储设备中的虚拟卷的控制信息区域指派实际数据存储区域的方法。首先将参考图1至4来描述硬件结构和软件配置（程序结构，表结构）的概要，并且将参考图5至图15来描述各管理表的细节。最后，将参考图16和图17来描述实际操作（过程）。

首先，将参考图1来描述存储系统的总体结构。该存储系统包括多个存储设备101、多个主架主机计算机（下文中称为MF主机计算机）102以及管理终端计算机103。

各存储设备101和各MF主机计算机102经由网络112被连接。多个存储设备101中的一个和管理终端计算机103经由网络111被连接。各MF主机计算机102经由通信线路114被连接到网络112。各存储设备101经由通信线路116被连接到网络112。管理终端计算机103经由通信线路113被连接到网络111。第一存储设备101经由通信线路115被连接到网络111。

现在，上述通信线路113至116包括诸如金属电缆或光纤电缆的导线。然而，各MF主机计算机102和各存储设备101、各存储设备101和管理终端计算机103或各MF主机计算机102和管理终端计算机103还能够以无线方式连接。在那种情况下，不需要通信线路113至116。此外，网络111和网络112可以是公共网络。各网络111和112是通信网络，诸如SAN（存储区域网）或LAN（局域网）。

接下来，将描述各存储设备101的结构。每个存储设备101包括一个或多个存储控制器131和一个或多个磁盘132。一个或多个磁盘132至少包括SSD（固态驱动器）、SAS（串行附着SCSI）型HDD（硬盘驱动器）和SATA（串行高级技术附着）型HDD作为用于存储数据的存储设备。作为被包括在磁盘132中的上述存储设备的替代或者除此之外，可以使用诸如可记录光盘介质的其他类型的物理存储设备。

一个或多个磁盘132经由诸如光纤信道电缆的通信线路被连接到存储控制器131。此外，多个磁盘132能够组成一个或多个RAID（独立磁盘冗余阵列）组。

接下来，将描述存储控制器131的结构。存储控制器131基于从各MF主机计算机102接收到的命令来执行关于磁盘132的数据的输入/输出处理，换言之，向或从磁盘132写或读数据。

存储控制器131向访问请求源的MF主机计算机102提供具有已被指派的实际数据存储区域的逻辑设备，或包括在稍后所述的精简配置（thin provisioning）功能中被用作访问目标逻辑设备或逻辑卷的虚拟存储区域的逻辑设备。

包括虚拟存储区域的逻辑设备可以具有已经向其指派或未指派的实际数据存储区域。那时，存储控制器131能够使用圆筒头编号（在下文中称为轨道编号）来参考或识别实际数据存储区域或虚拟存储区域。存储控制器131包括连接到其的存储资源、通信接口单元（在下文中缩写为I/F）和处理器。

该处理器可以是例如MPPK（微处理器包）123中的MP（微处理器）141。存储资源可以是例如MPPK123中的LM（本地存储器）142、SM（共享存储器）143或CMPK（高速缓冲存储器包）124中的CM（高速缓冲存储器）144。

通信I/F包括用于从MF主机计算机102接收读和写请求的CHAPK（信道适配器包）121、用于从管理终端计算机103接收本地拷贝请求的NIC（网络接口卡）125以及用于向/从磁盘传送/接收数据的DKAPK（磁盘适配器包）122。

CMPK124、MPPK123、CHAPK121、NIC125和DKAPK122被经由诸如总线和SWPK（交换机包）126的通信线路而相互连接以便切换通信。

各MF主机计算机102和管理终端计算机103的硬件结构包括通信接口单元、存储资源和具有连接到其的处理器的通用计算机。该通信接口单元可以是例如用于经由网络112来执行通信的主机总线适配器（HBA）和用于经由网络111来执行通信的NIC。该存储资源可以例如包括存储器和内部HDD。

图2图示出在存储控制器131中执行的微程序201的配置。一个或多个微程序201经由MP141被读入图中的本地存储器LM142。微程序201包括命令控制单元211、RAID控制单元212和所有权控制单元213。稍后所述的各种过程由执行被读入LM142中的微程序201中的控制单元211至213的MP141执行。

CM控制信息202控制例如高速缓存在LM142中的信息。此外，管理表的高速缓存203向本地存储器LM142存储（高速缓存）被存储在共享存储器SM143中的各管理表（图4）。因此，MP141能够从能够被高速地而不是从要求较长访问时间的SM143访问的LM142获取关于各管理表的信息。CM144临时地存储从各MF主机计算机102接收到的写数据和由微程序201中的RAID控制单元212从磁盘132读取的数据。

所有权控制单元214负责建立或参考管理表401，其管理具有稍后所述的HDEV的所有权及其HDEV编号的MPPK编号的映射。响应于来自命令控制单元211或CHAPK121的建立请求或参考请求，具有HDEV的所有权及其HDEV编号的MPPK编号的映射被建立或参考。此外，在稍后所述的所有权迁移过程中，当从命令控制单元输出改变所有权的请求时，所有权控制单元214建立具有HDEV的所有权及其HDEV编号的MPPK的编号的映射。其后，CHAPK121和LM142中的管理表401的拷贝中的旧信息被作废并更新成最新信息。

CHAPK121经由网络112与各MF主机计算机102相连以接收访问命令（或写命令或读命令）作为访问请求，并将接收到的访问命令传输至命令控制单元211。在传输过程中，CHAPK121基于包括在读或写命令的参数中的HDEV编号和CHAPK121中的管理表401的拷贝来指定具有HDEV的所有权的MPPK。其后，CHAPK121将访问命令传输至指定MPPK的命令控制单元211以处理读或写命令。

NIC125经由网络111与管理终端计算机103相连，并且当接收到如稍后所述的用于在卷之间拷贝数据的数据拷贝请求时，接收到的请求被传输至命令控制单元211。DKAPK122执行各磁盘132与存储资源（LM142和SM143和CM144）之间的数据传输和数据接收。DKAPK122经由通信路径与各磁盘132相连。

接下来，将描述存储设备101的基本操作。当经由CHAPK121从MF主机计算机102中的一个接收到写命令时，存储控制器131将从MF主机计算机102接收到的写数据存储在CM144中。

存储控制器131经由DKAPK122将存储在CM144中的写数据写入磁盘132。存储控制器131在写数据被存储在CM144中时、或者在写数据被写入磁盘132中时向MF主机计算机102发送写命令过程的完成的通知。

当从MF主机计算机102接收到读命令时，存储控制器131检查在读命令中的参数中指定的数据（读目标数据）是否被存储在CM144中。

如果读目标数据被存储在CM144中，则存储控制器131从CM144读取读目标数据并将从CM读取的读目标数据经由CHAPK121传送至MF主机计算机102。另一方面，如果读目标数据未被存储在CM144中，则存储控制器131经由DKAPK122从一个或多个磁盘132读取读目标数据并将其存储在CM144中。其后，存储控制器131将存储在CM144中的读目标数据经由CHAPK121传送至MF主机计算机102。

接下来，将参考图3来描述存储设备101的逻辑配置。存储设备101具有一个或多个主机逻辑设备（在下文中称为HDEV）311作为组成各MF主机计算机102或管理终端计算机103参考的存储区域的主机逻辑设备。

每个HDEV311具有在存储设备101内向其指派的唯一HDEV编号，并且MF主机计算机102或管理终端计算机103经由HDEV编号来识别HDEV311。例如，各MF主机计算机102的OS（操作系统）301对HDEV311执行读访问或写访问。

HDEV311包括轨道（轨道1、轨道2、轨道3等）的组件。此外，指派给各轨道的圆筒头编号（轨道编号）将是用于由各MF主机计算机102或管理终端计算机103来识别各轨道的参考目标。现在，HDEV311被管理图4和8中所示的HDEV编号和卷属性的管理表404分类为正常卷或虚拟卷。

如果HDEV311是正常卷，则将其定义为一个或多个磁盘132内的存储区域。HDEV311还可以被定义为包括多个RAID组的存储区域。如果HDEV311是虚拟卷，则HDEV311内的跟踪数据被存储在一个或多个逻辑设备（在下文中也称为LDEV）中。

唯一LDEV编号在存储设备101内被指派给LDEV312，并且微程序201按其LDEV编号来识别LDEV312。LDEV312包括对应于轨道编号的多个轨道。每个轨道包括一个或多个记录（未示出），并且每个记录存储从MF主机计算机102读取或由其写入的数据。

对应于上述HDEV311内的轨道编号的轨道数据被存储在LDEV312内的轨道中。HDEV内的轨道编号与LDEV内的轨道编号之间的关联由图4和图15中所示的TMT（轨道映射表）410管理。

这时，所有轨道的大小在存储设备101内是相同的。每个磁盘132在存储设备101内被提供有唯一磁盘编号，并且微程序201按磁盘编号来识别各磁盘132。

LDEV132被存储在被用于精简配置功能的虚拟卷中。存储LDEV312的数据的虚拟卷与为相关虚拟卷提供实际数据存储区域的池313相关联。池313在存储设备101内被提供有唯一池编号，并且微程序201按池编号来识别池313。

池313包括一个或多个磁盘132。池313还可以包括一个或多个RAID组。一个或多个磁盘132可以被设置在存储设备内或存储设备外面。

图4示出了存储在SM143中的各管理表的结构。各管理表是在存储设备101的激活期间或在需要时动态地创建的。当存储设备101的逻辑配置改变时，管理表401至410内的各字段被更新。

图5示出了用于管理具有HDEV的所有权及其HDEV编号的MPPK编号的映射的管理表401。该所有权确定能够处理从主机到HDEV的读或写请求的MPPK。

具有所有权的MPPK123能够处理用于相对于其他MPPK123排他地处理从主机到HDEV311的读或写请求的必要控制信息。如果HDEV具有虚拟卷属性的话，控制信息包括指示相对于相关HDEV311的读或写数据是否被高速缓存在CM144中的信息或图12和13中所示的PMT（页面映射表）。管理MPPK编号和HDEV编号的映射的表401被例如存储在SM143中。

图6图示出HDEV311包括虚拟卷时的管理HDEV编号和LDEV编号的映射的表402的结构。管理表402包括HDEV编号字段601和LDEV编号字段602。

HDEV编号是用于在存储设备101内唯一地识别HDEV311的编号，并且对应于HDEV311的编号被存储在HDEV编号字段601的各条目中。HDEV编号是用于在存储设备101内唯一地识别LDEV312的编号，并且对应于LDEV312的编号被存储在LDEV编号字段602的各条目中。用于管理HDEV编号和LDEV编号的映射的管理表402被例如存储在SM143中。

图7图示出用于管理HDEV编号和卷大小的映射的管理表403的结构。管理表403包括HDEV编号字段701和卷大小字段702。HDEV编号是用于在存储设备101内唯一地识别HDEV311的编号，并且对应于HDEV311的编号被存储在HDEV编号字段701的各条目中。

对应于HDEV311的卷大小被存储在卷大小字段702的各条目中。卷大小参考用于将数据存储在正常卷或虚拟卷中的最大容量，并且正常卷或虚拟卷的容量以数值被存储在卷大小字段702的各条目中。用于管理HDEV编号和卷大小的映射的管理表403被例如存储在SM143中。

图8图示出用于管理HDEV编号和卷属性的映射的管理表404的结构。管理表404包括HDEV编号字段801和卷属性字段802。HDEV编号是用于在存储设备101内唯一地识别HDEV311的编号，并且对应于HDEV311的编号被存储在HDEV编号字段801的各条目中。

卷属性识别HDEV311的卷属性是正常卷还是虚拟卷，并且正常卷或虚拟卷的名称被存储在卷属性字段802的各条目中。

如果HDEV311的卷属性是正常卷，则意味着HDEV311是包括一个或多个磁盘132内的实际数据存储区域的卷。用于管理HDEV编号和卷属性的映射的管理表404被例如存储在SM143中。

图9图示出在HDEV311是正常卷时的用于管理HDEV编号和磁盘编号的映射的管理表405的结构。管理表405包括HDEV编号字段901和磁盘编号字段902。HDEV编号是用于在存储设备101内唯一地识别HDEV311的编号，并且对应于HDEV311的编号被存储在HDEV编号字段901的各条目中。

磁盘编号是用于在存储设备101内唯一地识别磁盘132的编号，并且构成HDEV311的磁盘132的编号被存储在磁盘编号字段902的各条目中。用于管理HDEV编号和磁盘编号的映射的管理表405被例如存储在SM143中。

图10图示出用于管理LDEV编号、池编号和SM143内的PMP（页面映射表）地址的映射的管理表406的结构。管理表406对应于其中LDEV312的卷属性是虚拟卷的情况。管理表406包括LDEV编号字段1001、池编号字段1002以及SM143内的PMT地址字段1003。

LDEV编号是用于在存储设备101内唯一地识别LDEV312的编号，并且对应于LDEV312的编号被存储在LDEV编号字段1001的各条目中。池编号是用于在存储设备101内唯一地识别池313的编号，并且对应于与LDEV312相关联的池313的编号被存储在池编号字段1002的各条目中。与LDEV312相关联的SM143内的PMP地址（稍后描述）被存储在SM内的PMT地址字段1003的各条目中。用于管理HDEV编号和池编号的映射的管理表406被例如存储在SM143中。

图11图示出用于管理池编号和磁盘编号的映射的管理表407的结构。管理表407对应于其中HDEV311的卷属性是虚拟卷的情况，并且表包括池编号字段1101和磁盘编号字段1102。

池编号是用于在存储设备101内唯一地识别池313的编号，并且对应于池313的编号被存储在池编号字段1101的各条目中。磁盘编号是用于在存储设备101内唯一地识别磁盘132的编号，并且其实际数据存储区域被指派给池313的磁盘132的编号被存储在磁盘编号字段1102的各条目中。用于管理HDEV编号和磁盘编号的映射的管理表407被例如存储在SM143中。

本实施例将HDEV311作为具有虚拟存储区域的虚拟卷进行管理，并且当发生对虚拟卷的访问时，从池向虚拟卷指派第一实际数据存储区域（在下文中称为页面），并且进一步从第一实际数据存储区域（页面）指派第二实际数据存储区域（轨道）。

用于向虚拟卷指派实际数据存储区域的过程包括页面指派过程和从页面进行的轨道指派过程。在页面指派过程中，PMT（页面映射表）408和PMT管理目录409被用来响应于用于LDEV的页面指派请求而以页面为单位向LDEV指派实际数据存储区域。用于向LDEV指派页面的此功能称为精简配置功能。

图12图示出被用于到LDEV的页面指派过程的PMT（页面映射表）408的结构。PMT408由页面编号字段1201、页面类型字段1202、LDEV内的页面起始地址字段1203、磁盘编号字段1204、磁盘内的页面起始地址字段1205以及页面指派确定信息字段1206。为每个LDEV312创建PMT408，并且例如存储在LM142中。PMT还可以被存储在SM143中并使信息被高速缓存在LM142中。

关于PMT408，LDEV内的页面编号1201、对应于LDEV内的页面编号1201的页面类型1202、LDEV内的页面起始地址1203、磁盘编号1204、磁盘内的页面起始地址1205和页面指派确定信息1206的组合被称为页面映射条目。

在LDEV312内指派的页面编号被存储在页面编号字段1201的各条目中。页面类型字段1202示出了存储于在LDEV312中指派的页面中存储的信息类型。页面类型包括存储从MF主机102读取或由其写入的轨道数据的用户数据页面或存储TMT（轨道映射表）410的控制信息页面。

在LDEV312中指派的页面的起始地址被存储在LDEV内的页面起始地址字段1203的各条目中。组成LDEV312的磁盘132的编号被存储在磁盘编号字段1204的各条目中。

磁盘内的页面起始地址1205对应于磁盘内的实际数据存储区域的起始地址，其中，组成LDEV312的磁盘的起始地址被存储在磁盘内的页面起始地址字段1205的各条目中。如果页面被指派给LDEV312，则“已指派”信息被存储在页面指派确定信息字段1206的各条目中，并且如果尚未指派页面，则“未指派”信息被存储在其中。换言之，此页面指派确定信息使得能够以页面为单位来管理实际数据存储区域到LDEV的指派状态。

页面是具有存储在池313中的给定大小的存储区域，其为用于划分和管理LDEV312的存储区域的单元，并且其包括一个或多个轨道。轨道具有给定大小，诸如59,392字节，并且由存储设备101来管理。

图13图示出用于管理LDEV312和PMT408的映射的PMT（页面映射表）管理目录409的结构。PMT管理目录409包括LDEV编号字段1301和PMT地址字段1302，并且例如被存储在SM143中。LDEV312的编号被存储在LDEV编号字段1301的各条目中。用于管理LDEV312的页面的PMT408的地址被存储在PMT地址字段1302的各条目中。

图14图示出用于管理从LDEV312到HDEV311的指派信息的TMT（轨道映射表）管理目录410的结构。TMT管理目录410例如包括LDEV编号字段1401、LDEV内的初始数据轨道编号字段1402以及LDEV内的后续指派轨道编号字段1403，并且例如被存储在SM143中。

LDEV312的编号被存储在LDEV编号字段1401的各条目中。LDEV312中的初始数据轨道的轨道编号被存储在初始数据轨道编号字段1402的各条目中。作为随后将在LDEV312中新指派的候选的轨道编号被存储在后续指派轨道编号字段1403的各条目中。

图15图示出被用于执行用于从指派给LDEV312的页面向LDEV311指派轨道的过程的TMT（轨道映射表）1511的结构。TMT1511包括HDEV内的轨道编号字段1501、LDEV内的轨道编号字段1502以及轨道指派确定信息字段1503。为每个HDEV311创建了TMT1511且其被存储在LDEV312内的一个或多个页面中。

关于TMT1511，HDEV内的轨道编号1501、对应于HDEV内的轨道编号1501的LDEV内的轨道编号1502和轨道指派确定信息1503的组合被称为轨道映射条目。从已指派给LDEV312的页面指派给HDEV311的轨道的轨道编号被存储在HDEV内的轨道编号字段1501的各条目中。指派给HDEV311的LDEV312内的轨道编号被存储在LDEV内的轨道编号字段1502的各条目中。

如果轨道已被指派给HDEV311，则“已指派”信息被存储在轨道指派确定信息字段1503的各条目中，并且如果尚未指派轨道，则“未指派”信息被存储在其中。换言之，轨道指派确定信息使得能够以轨道为单位来管理实际数据存储区域从LDEV到虚拟存储区域的指派状态。

接下来，将参考图16和图17来描述本实施例的操作。首先，将描述其中命令控制单元211通过从管理终端计算机103接收虚拟卷创建命令来创建具有虚拟卷属性的HDEV的过程。虚拟卷创建命令的参数例如是HDEV编号（16-a）和虚拟卷大小（16-b）。页面大小是例如59,392×672字节。

在从管理终端计算机103接收到虚拟卷创建命令的参数时（S1601），命令控制单元211基于虚拟卷大小（16-b）和页面大小（59,392×672字节）来计算创建PMT（页面映射表）所需的SM大小（16-c）。

如果CMPK124的SM143中的未指派区域的大小小于SM大小（16-c）（S1608：是），则命令控制单元211向管理终端计算机103发送通知卷不能被创建的响应（S1602）。如果未指派区域的大小大于SM大小（16-c）（S1608：否），则命令控制单元211在SM143的未指派区域中分配PMT408并获取PMT地址（16-d）。

命令控制单元211基于虚拟卷大小（16-b）和轨道大小来计算虚拟卷所需的TMT（轨道映射表）的大小（16-e）。命令控制单元211基于TMT大小（16-e）和页面大小来计算存储TMT的单个页面或多个页面的数目（控制信息页面数目）（16-f）（S1603）。

如果相对于虚拟卷所需的控制信息页面编号不存在足够的池容量t（S1609：是），则命令控制单元211向管理终端计算机103发送通知不能创建卷的响应（S1604）。如果能够在池中指派虚拟卷所需的控制信息页面（S1609：否），则命令控制单元211基于控制信息页面数目（16-f）从池向虚拟卷指派一个或多个控制信息页面。控制命令单元211将所分配的一个或多个控制信息页面初始化。其初始值为例如“0”（S1605）。

命令控制单元211在管理表401（图6）的未使用条目中输入具有相关卷的所有权和HDEV编号（16-a）的MPPK编号以便管理MPPK编号和HDEV编号的映射。管理终端计算机103能够在虚拟卷创建命令的参数中指定具有相关卷的所有权的MPPK编号。命令控制单元211能够将其处理负荷在系统设备中最小的MPPK编号判定为具有相关卷的所有权的MPPK编号。

命令控制单元211在管理表402（图6）的未使用条目中输入HDEV编号（16-a）和未使用LDEV编号（16-g）以便管理HDEV编号和LDEV编号的映射。

命令控制单元211在管理表403（图7）的未使用条目中输入HDEV编号（16-a）和卷大小（16-b）以便管理HDEV编号和卷大小的映射。

命令控制单元211在管理表404（图8）的未使用条目中输入HDEV编号（16-a）和“虚拟卷”属性以便管理HDEV编号和DEV属性的映射。

命令控制单元211在管理表406（图10）的未使用条目中输入LDEV编号（16-g）、执行到LDEV的页面指派的池编号和PMT地址（16-d）以便管理HDEV编号（16-g）、池编号和PMT地址的映射。

此外，命令控制单元211执行用于从具有LDEV编号（16-g）的LDEV指派新轨道的过程，并且获取已指派轨道的轨道编号（16-h）和随后将在LDEV（16-i）中指派的轨道的轨道编号。其后，LDEV编号（16-g）、LDEV（16-h）内的初始数据轨道编号和随后将在LDEV（16-i）中指派的轨道的轨道编号被输入到TMT（轨道映射表）410（图14）的未使用条目（S1606）。最后，命令控制单元211向管理终端计算机103发送通知卷创建完成的响应（S1607）。

接下来，将参考图17来描述由命令控制单元211在从MF主机计算机102接收到写访问时执行的过程。写访问的参数是例如HDEV编号（17-a）和HDEV内的轨道编号（17-b）。页面大小是例如59,392×672字节（S1701）。

在从MF主机计算机102接收到写访问的参数时，命令控制单元211基于HDEV311的轨道编号（17-b）和轨道大小来计算HDEV311内的地址（17-c）。

命令控制单元211基于HDEV编号（17-a）和管理表402（图6）获取对应于HDEV311的LDEV编号（17-d）以便管理HDEV编号和LDEV编号的映射。命令控制单元211基于LDEV编号（17-d）和PMT管理目录409来获取对应于LDEV编号（17-d）的PMT408（图13）。命令控制单元211检查其中页面类型1202是控制信息页面的PMT408的一个或多个页面映射条目，并且从LDEV内的页面起始地址1203获取TMT1511的位置（S1702）。

命令控制单元211基于TMT1511的位置和轨道编号（17-a）获取对应于轨道编号（17-a）的轨道映射条目（17-e）。

命令控制单元211参考轨道映射条目（17-e）内的轨道指派确定信息字段1503，并且如果轨道指派确定信息字段1503被设置成“已指派”（S1705：否），则执行以下操作（W1）至（W6）。

（W1）命令控制单元211获取轨道映射条目（17-e）中的LDEV内的轨道编号（17-f）。

（W2）命令控制单元211基于轨道编号（17-f）和页面大小来计算LDEV的页面编号（17-g），其包括所述页面内的轨道编号（17-f）和与起始地址的偏移（17-h）。

（W3）命令控制单元211基于LDEV内的页面编号（17-g）和PMT408来获取对应于LDEV内的页面编号（17-g）的页面映射条目（17-i）。

（W4）命令控制单元211基于页面映射条目（17-i）来获取磁盘上的页面起始地址（17-j）并加上偏移（17-h）以计算磁盘上的写目标轨道的地址（17-k）。

(W5）命令控制单元211将从MF主机计算机102传送的数据写到地址（17-k）（S1703）。

（W6）通知写命令已经完成的响应被传送至MF主机计算机（S1704）。

命令控制单元211参考轨道映射条目（17-e）内的指派确定信息字段，并且当轨道指派确定信息字段被设置成“未指派”时（S1705：是），执行以下操作。

首先，命令控制单元211将由TMT管理目录410（图15）的后续指派轨道地址1403指定的LDEV内的轨道编号（17-1）输入到TMT内的轨道条目（17-e）的轨道编号。

命令控制单元21还将轨道指派确定信息字段设置成“已指派”。然后，TMT管理目录410的后续指派轨道地址1403的值被增加并设置为用于后续轨道指派的候选目标（S1706至S1709）。其后，命令控制单元211执行上述过程（W1）至（W6）。在以下描述中过程（W1）至（W6）被称为“S1711”。

如果在（W3）中获取的页面映射条目（17-i）中的页面指派确定信息是“未指派”（S1706：是），则命令控制单元211参考管理表406（图10）以便管理LDEV编号、池编号和PMT地址的映射，并且获取对应于LDEV编号（17-d）的池编号（17-m）。

命令控制单元211参考管理表407（图11）以便基于所获得的池编号（17-m）来管理池编号和磁盘编号的映射，并且获取对应于池编号（17-m）的磁盘编号（17-n）。

命令控制单元211基于所获取的磁盘编号（17-n）从属于与LDEV编号（17-d）相对应的池313的一个或多个磁盘132以页面为单位获取实际数据存储区域。

这时，命令控制单元211参考PMT408（图12）以搜索包括由写目的地地址指定的轨道的页面条目，将新指派的页面的起始地址输入到PMT408，将页面指派确定信息字段1206从“未指派”设置成“已指派”，并更新PMT408。以上描述举例说明了当命令控制单元211从MF主机计算机102接收到写访问时执行的过程。

当从MF主机计算机102接收到读访问时，命令控制单元基于先前所述的（W1）至（W4）来计算实际目标轨道的地址（17-k），并将地址（17-k）数据传送至MF主机计算机102。

命令控制单元211参考轨道映射条目（17-e）内的轨道指派确定信息字段，并且当轨道指派确定信息字段被设置成“未指派”时，该单元使得TMT管理目录410（图4）中的初始数据轨道编号1402（图14）的轨道能够被MF主机计算机102读取。

以上描述举例说明用于关于虚拟卷从池向LDEV指派页面并从LDEV向HDEV指派轨道的过程。根据此过程，能够在不交换所有权的情况下访问被指定为分布式存储器系统（图1）的分级存储器（图3）的轨道映射信息。因此，能够实现对轨道映射信息的高速访问，换言之，对卷的高速访问。

<实施例2>

将参考图18至图24来描述与从正常卷到虚拟卷的数据拷贝过程有关的本发明的实施例2。实际上，拷贝源HDEV311（主卷）被作为包括实际数据存储区域的正常卷来管理，并且拷贝目的地HDEV311（辅助卷）被作为包括虚拟存储区域的虚拟卷来管理，其中，数据在主卷（18-a）与辅助卷（18-b）之间被拷贝。

图18图示出用于管理轨道编号及其拷贝状态的管理表（拷贝BM表）1811的结构。拷贝BM表1811包括轨道编号字段1801和拷贝状态字段1802。轨道编号是用于在HDEV311内唯一地识别轨道的编号，并且对应于HDEV311内的各轨道的编号被存储在轨道编号字段1801的各条目中。

拷贝状态指定轨道是“已拷贝”还是“未拷贝”，并且指示各轨道是“已拷贝”（例如，该位为开“b'1”）或“未拷贝”（例如，该位为关“b'0”）的信息被存储在拷贝状态字段1802的各条目中。

图19示出了管理轨道编号及其更新状态的表（差异BM表）1911的结构。差异BM表1911包括轨道编号字段1901和更新状态字段1902。

轨道编号是用于在HDEV311内唯一地识别轨道的编号，并且对应于HDEV311内的各轨道的编号被存储在轨道编号字段1901的各条目中。

更新状态指定轨道是“已更新”还是“未更新”，并且指示各轨道是“已更新”（例如，该位为开“b'1”）或“未更新”（例如，该位为关“b'0”）的信息被存储在更新状态字段1902的各条目中。

图20图示出被用于在HDEV之间执行拷贝过程的对管理表2011的结构。对管理表2011包括对编号字段2001、拷贝源HDEV编号字段2002、拷贝源轨道范围字段2003、拷贝目的地HDEV编号字段2004、拷贝目的地轨道范围字段2005、拷贝BM表地址字段2006以及差异BM表地址字段2007，其中，表针对每个拷贝对而被创建且其例如被存储在SM143中。

分配给各对的对编号被存储在对管理表2011的对编号字段2001的各条目中。拷贝源HDEV的HDEV编号被存储在拷贝源HDEV编号字段2002的各条目中。拷贝源HDEV的拷贝起始轨道编号和拷贝结束轨道编号被存储在拷贝源轨道范围字段2003的各条目中。

拷贝目的地HDEV的HDEV编号被存储在拷贝目的地HDEV编号字段2004的各条目中。拷贝目的地HDEV的拷贝起始轨道编号和拷贝结束轨道编号被存储在拷贝目的地轨道范围字段2005的各条目中。拷贝BM表的地址被存储在拷贝BM表地址字段2006的各条目中。差异BM表的地址被存储在差异BM表地址字段2007的各条目中。

接下来，将参考图21来描述数据从具有正常卷属性（主卷）的HDEV311到具有虚拟卷属性（辅助卷）的HDEV311的拷贝期间的对创建过程。当从管理终端计算机103接收到主卷（21-a）与辅助卷（21-b）之间的拷贝对创建命令时，命令控制单元211执行以下过程。

命令参数例如是主卷（21-a）的HDEV编号（21-c）、辅助卷（21-b）的HDEV编号（21-d）、主卷（21-a）的拷贝源轨道范围（21-e）以及辅助卷（21-b）的拷贝目的地轨道范围（21-f）。拷贝源轨道范围（21-e）的轨道的编号和拷贝目的地轨道范围（21-f）的轨道的编号是相同的（S2101）。

命令控制单元211根据拷贝源轨道范围（21-e）或拷贝目的地轨道范围（21-f）来计算拷贝BM表1811和差异BM表1911所需的SM143的容量（S2102）。如果不能分配拷贝BM表1811和差异BM表1911所需的SM143的容量，则命令控制单元211向管理终端计算机103发送对创建已失败的响应（S2103）。

如果有可能分配拷贝BM表1811和差异BM表1911所需的SM143的容量（S2107：否），则命令控制单元211在SM143中分配拷贝BM表1811和差异BM表1911。命令控制单元211将所分配的拷贝BM表1811和差异BM表1911初始化。典型初始值是“0”，但是该初始值不限于此（S2104）。

命令控制单元211在对管理表2011中新指派未使用的对编号。然后，命令控制单元211将主卷（21-a）的HDEV编号（21-c）和辅助卷（21-b）的HDEV编号（21-d）、主卷（21-a）的拷贝源轨道范围（21-e）、辅助卷（21-b）的拷贝目的地轨道范围（21-f）、拷贝BM表1811的地址和差异BM表1911的地址（S2105）设置为对条目（21-g）（S2105）。

命令控制单元211向管理终端计算机103发送通知对创建完成的响应（S2106）。以上描述举例说明用于从具有正常卷属性的HDEV311向具有虚拟卷属性的HDEV311拷贝数据的对创建过程的操作。

接下来，将参考图22来描述数据从具有正常卷属性（主卷）的HDEV311到具有虚拟卷属性（辅助卷）的HDEV311的拷贝数据过程中的拷贝作业的操作。

命令控制单元211在执行上述对创建过程之后开始拷贝作业（未示出）。在拷贝作业中，基于在上述对创建过程中设置的对条目（21-g）来执行数据拷贝过程（S2201）。

拷贝作业参考对条目（21-g）并输入拷贝目标轨道编号（21-h）作为主卷（21-a）的拷贝源轨道范围的起始轨道编号（S2202）。该拷贝作业依次地执行过程（C1）至（C7），直至拷贝目标轨道编号（21-h）达到拷贝源轨道范围的结束轨道编号（S2203：“是”）。

（C1）该拷贝作业从对条目（21-g）中的拷贝BM表地址获取拷贝BM表1811。

（C2）拷贝作业基于主卷（21-a）的拷贝目标轨道编号（21-h）和拷贝起始轨道编号（21-i）来计算与拷贝起始轨道编号（21-i）的偏移（21-j）。

这时，轨道编号（21-h）和（21-i）与偏移（21-j）的值之间的差异是相等的。

（C3）拷贝作业基于与拷贝起始轨道编号（21-i）的偏移（21-j）和拷贝BM表1811来获取轨道编号（21-h）的拷贝状态。

（C4）如果轨道编号（21-h）的拷贝状态是“已拷贝”（在S2204中“否”），则拷贝作业增加拷贝目标轨道编号（21-h）（S2208）并返回至（C1）而不执行后续步骤（C5）至（C7）。

（C5）如果轨道编号（21-h）的拷贝状态是“未拷贝”（在S2204中“是”），拷贝作业基于对条目（21-g）的辅助卷（21-b）中的拷贝起始轨道编号（21-k）和偏移（21-j）来计算辅助卷（21-b）中的拷贝目的地轨道编号（21-l）。

（C6）拷贝作业将主卷（21-a）的轨道编号（21-h）的轨道数据拷贝到辅助卷（21-b）的拷贝目的地轨道编号（21-l）（S2206）。命令控制单元211参考TMT1511，并且如果拷贝目的地轨道编号（21-l）的指派确定信息是“未指派”，则如前所述，向辅助卷（21-b）的拷贝目的地轨道编号（21-l）指派新轨道（S1711：（W1）至（W6））。

（C7）拷贝作业将与主卷（21-a）的轨道编号（21-h）相对应的拷贝BM表的拷贝状态设置成“已拷贝”（S2207）。

上述过程是用于将具有正常卷属性的HDEV311向具有虚拟卷属性的HDEV311拷贝数据的拷贝作业的操作。

接下来，将参考图23来描述数据从具有正常卷属性（主卷）的HDEV311到具有虚拟卷属性（辅助卷）的HDEV311的拷贝期间的经由来自MF主机计算机102的写操作的先前拷贝操作。

当命令控制单元211从MF主机计算机102接收到与主卷（23-a）有关的写命令时（S2301），执行（CW1）至（CW8）的操作。这时，命令参数是例如主卷（23-a）的HDEV编号（23-b）和写目标轨道的轨道编号（23-c）。

命令控制单元211从对管理表2011获取一个或多个对条目，其中，拷贝源HDEV编号是（23-b）。命令控制单元211对各对条目执行以下操作。

（CW1）命令单元211检查写目标轨道的轨道编号（23-c）是否被包括在对条目内的拷贝源轨道范围内。如果未包括轨道编号，则跳过（CW2）至（CW8）的过程且不执行操作。

（CW2）命令控制单元211从对条目内的拷贝BM表指针获取拷贝BM表1811。

（CW3）命令控制单元211基于主卷（23-a）的轨道编号（23-c）和对条目的拷贝源HDEV中的拷贝起始轨道编号（23-d）来计算与拷贝起始轨道编号的偏移（23-e）。这时，轨道编号（23-c）和（23-d）与（23-e）的值之间的差异是相等的。

（CW4）命令控制单元211基于与拷贝起始轨道编号的偏移（23-e）和拷贝BM表1811来获取轨道编号（23-c）的拷贝状态。

（CW5）如果轨道编号（23-c）的拷贝状态是“已拷贝”（在S2302中“否”），则命令控制单元211执行（CW8）的过程而不执行（CW6）和（CW7）的过程。

（CW6）如果轨道编号（21-c）的拷贝状态是“未拷贝”（在S2302中“是”），则命令控制单元211基于对条目中的拷贝目的地HDEV的拷贝起始轨道编号（23-f）和偏移（23-e）来计算拷贝目的地HDEV的拷贝目的地轨道编号（23-g）（S2303）。

（CW7）命令控制单元211将在主卷（23-a）的轨道编号（23-c）的更新之前的轨道数据拷贝到辅助卷的拷贝目的地轨道编号（23-g）（S2304）。命令控制单元211将与主卷（23-a）的轨道编号（23-c）相对应的拷贝BM表1811的拷贝状态设置成“已拷贝”（S2305）。此外，命令控制单元211将与主卷（23-a）的轨道编号（23-c）相对应的差异BM表1911的拷贝状态设置成“已更新”（S2306）。命令控制单元211参考TMT1511，并且如果拷贝目的地轨道编号（23-g）的指派确定信息是“未拷贝”，则向辅助卷的拷贝目的地轨道编号（23-g）执行上述新轨道指派（S1711：（W1）至（W6））

（CW8）命令控制单元211将从MF主机计算机102接收到的数据写入主卷的轨道编号（23-c）（S2307）。

最后，通知写命令已完成的通知被传送至MF主机计算机102。已经举例说明了当在具有正常卷属性的HDEV311（主卷）与具有虚拟卷属性的HDEV311（辅助卷）之间的数据拷贝之间从MF主机计算机102发生对主卷（23-a）的写访问时执行的操作。

即使当在具有正常卷属性的HDEV311（主卷）与具有虚拟卷属性的HDEV311（辅助卷）之间的数据拷贝之间的数据拷贝期间从MF主机计算机102向辅助卷发生写请求时，也能够执行上述过程（CW1）至（CW8）以容易地实现写操作。

接下来，将参考图24来描述具有正常卷属性的HDEV311（主卷）（24-a）与具有虚拟卷属性的HDEV311（辅助卷）（24-b）之间的数据拷贝期间的从辅助卷（24-b）到主卷（24-a）的差异恢复操作。

当命令控制单元211从MF主机计算机102接收到关于具有对编号（24-c）的对条目的差异恢复命令时，执行以下操作。这时，命令参数是例如对编号（24-c）。

命令控制单元211从对管理表2011获取拷贝源HDEV编号（24-d）、拷贝源轨道编号（24-e）、拷贝目的地HDEV编号（24-f）、拷贝目的地轨道范围（24-g）以及对应于对编号（24-c）的差异BM表。此外，命令控制单元211依次地执行以下过程（CR1）至（CR5），将恢复目标轨道（24-h）设置成拷贝目的地轨道起始编号（S2402）并继续该过程直至达到拷贝目的地轨道结束编号（在S2403中“是”）。

（CR1）命令控制单元211基于辅助卷（24-b）的恢复目标轨道编号（24-h）和对条目中的拷贝目的地HDEV的拷贝起始轨道编号（24-g）来计算距拷贝起始轨道编号的偏移（24-i）。这时，恢复目标轨道编号（24-h）和拷贝起始轨道编号（24-g）与偏移值（24-i）之间的差异是相等的。

（CR2）命令控制单元211根据对条目中的拷贝源HDEV的拷贝起始轨道编号（24-j）和偏移（24-i）来计算恢复目的地轨道编号（24-k）。这时，拷贝起始轨道编号（24-j）和偏移（24-i）的总值等于恢复目的地轨道编号（24-k）。

（CR3）命令控制单元211基于偏移（24-i）和差异BM表1911来获取恢复目的地轨道编号（24-k）的差异状态。

（CR4）如果恢复目的地轨道编号（24-k）的差异状态是“未更新”，则命令控制单元211增加恢复目标轨道（24-h）（S2405）并从（CR1）开始过程而不执行（CR5）的过程。

（CR5）如果恢复目的地轨道编号（24-k）的差异状态是“已更新”，则命令控制单元211将辅助卷（24-b）的恢复目标轨道编号（24-h）的轨道数据拷贝至主卷（24-a）的恢复目的地轨道编号（24-k）的轨道（S2404）。

最后，通知差异恢复命令已完成的响应被传送至MF主机计算机102。

由于辅助卷（24-b）是包括虚拟存储区域的虚拟卷，所以用于从拷贝源轨道读取数据的操作类似于在实施例1中所述的用于对虚拟卷进行读取的操作。已描述了具有正常卷属性的HDEV311（主卷）（24-a）与具有虚拟卷属性的HDEV311（辅助卷）（24-b）之间的拷贝对中的从辅助卷（24-b）到主卷（24-a）的差异恢复操作。

此外，如图27中所示，在从管理终端103接收到反向恢复命令时，命令控制单元211能够在执行从辅助卷（24-b）到主卷（24-a）的差异恢复之后交换主卷和辅助卷的HDEV编号，从而使得能够实现从MF主机102的后续读或写。此操作被称为反向恢复过程。此外，图24中所示的差异恢复操作的步骤（S24**）和图27中所示的反向恢复操作的步骤（S27**）执行类似的操作。

此外，如果在从辅助卷（24-b）到主卷（24-a）的差异恢复操作期间从MF主机102向恢复目的地轨道编号（24-k）或恢复目标轨道编号（24-h）发生读访问或写访问，则命令控制单元211检查上述恢复目的地轨道编号（24-k）的差异状态。结果，如果恢复目的地轨道编号（24-k）的差异状态是“已更新”，则能够在执行（CR5）的上述过程之后启用从MF主机102到恢复目的地轨道编号（24-k）或恢复目标轨道编号（24-h）的读或写访问。此操作被称为按需恢复过程。

如从以上描述看到的，能够在从正常卷向虚拟卷拷贝数据的过程期间不交换所有权的情况下访问被指定为分级存储器的轨道映射信息。

<实施例3>

接下来，将参考图25来描述（当在从MF主机计算机102向具有虚拟卷属性的HDEV311写入数据时在写目标轨道中不存在记录时）用于释放具有虚拟卷属性的HDEV311中的已指派轨道的过程。

在接收到从MF主机计算机102到具有虚拟卷属性的HDEV311的写访问命令时，命令控制单元211开始图25的操作（S2501）。这时，命令参数是例如主卷（25-a）的HDEV编号（25-a）、写目标轨道的轨道编号（25-b）以及写数据。命令控制单元211根据上述实施例1中所述的发生对在虚拟卷（图17）的写访问时的操作将从MF主机计算机102传送的数据写到写目标轨道（S2502）。

在从MF主机计算机102接收到写访问时，当在写目标轨道中不存在记录时（S2503：“是”），命令控制单元211执行以下操作（RM1）至（RM5）。

（RM1）命令控制单元211基于写目标轨道编号（25-b）和TMT1511来获取LDEV内的轨道编号（25-c）。

（RM2）命令控制单元211基于轨道编号（25-c）和页面大小来计算LDEV内的页面编号（25-d）和距页面内的起始轨道编号的偏移（25-e）。

（RM3）命令控制单元211删除（丢弃）与TMT1511中的写目标轨道的轨道编号(25-b)相对应的轨道条目（25-f）。

（RM4）在其中TMT1511中的指派确定信息为“已指派”的所有轨道条目之中，命令控制单元211检查是否存在除轨道条目（25-f）之外的一个或多个轨道条目（25-g），其中，由LDEV中的轨道编号和页面大小计算的LDEV内的页面编号对应于页面编号（25-d）。

（RM5）如果在（RM4）的过程中除轨道条目（25-f）之外不存在轨道条目（25-g），则命令控制单元211删除（丢弃）对应于PMT408中的页面编号（25-d）的页面条目（S2505）

接下来，将描述伴随释放虚拟卷中的已指派轨道的过程的已指派页面的无用单元收集和释放的过程。在用于释放已指派轨道的上述过程（RM1）至（RM5）中，当除轨道条目（25-f）之外存在一个或多个轨道条目（25-g）时，执行以下操作（GC1）和（GC2）。

（GC1）在其中在TMT1511（图15）中指派确定信息为“未指派”的轨道条目中，获取其中LDEV中的轨道编号大于轨道编号（25-d）且为最大（25-h）的轨道条目。

（GC2）命令控制单元211将轨道条目（25-h）中的LDEV轨道编号V输入到轨道编号（25-f），并将指派确定信息设置成“已指派”。此外，命令控制单元211删除轨道编号（25-h）。

轨道条目的此重新定位被称为无用单元收集。

当轨道条目（25-h）已被无用单元收集过程（（GC1）和（GC2））删除时，命令控制单元211能够执行过程的（RM4）和（RM5）的过程以便释放已指派轨道（（RM1）至（RM5）），从而释放已指派页面。根据本过程，可以以虚拟卷的轨道为单位执行恢复和无用单元收集，并且启用存储资源的高效操作。

<实施例4>

接下来，参考图26来描述作为本发明的实施例4的（当命令控制单元211从管理终端计算机103接收到所有权请求时）具有虚拟卷属性的HDEV311的所有权迁移过程的操作。命令参数包括所有权迁移目标HDEV编号（26-a）、所有权迁移源MPPK编号（26-b）和所有权迁移目的地MPPK编号（26-c）。

命令控制单元211从被高速缓存在与所有权迁移源MPPK编号（26-b）相对应的MPPK的LM142中的轨道条目获取被输入到具有所有权迁移目标HDEV的HDEV的TMT1511，并丢弃来自LM142的所有所获取轨道条目。

命令控制单元211获取与管理表401（图5）中的所有权迁移目标HDEV编号（26-a）相对应的所有权条目（MPPK编号）以便管理MPPK编号和HDEV编号的映射。所有权条目的MPPK编号字段501被输入到所有权迁移目的地MPPK编号（26-c）。已经描述了具有虚拟卷属性的HDEV311的所有权迁移处理。根据此过程，所有权的灵活变化（迁移）变得可能，并且具有迁移到其的所有权的MP141能够访问轨道映射信息。

<实施例5>

接下来，将参考图28和图29来描述根据本发明的实施例5的以文件为单位执行的访问操作。图28是图示出存储系统的整个结构的框图，类似于图1。图28与图1的不同之处在于NFS/CIFS客户端104被经由通信线路117连接到网络111，并且经由文件单元来访问存储设备101。

接下来，图29示出了在NFS/CIFS客户端104与存储设备101之间传送和接收的文件290。文件290包括元数据部291和数据部292。元数据部291包括文件名2911、文件类型2912、文件大小2913、作为元数据部291和数据部292的起始位置的偏移2914以及文件被创建、更新或参考（读取）时的日期信息2915。文件290的元数据部291对应于从MF主机计算机102以块为单位执行的访问的轨道控制信息。

现在将以写访问请求为例来描述本实施例的操作。从NFS/CIFS客户端104向存储设备101请求数据到文件290的写入（写命令的发布）。该请求经由连接到通信线路117和通信线路115的网络111被传送至存储设备101。存储设备101中的NIC125接收该请求，并将该请求传输至负责SWPK126中的过程的MPPK123。

来自MF主机计算机102的写访问期间的控制信息是HDEV编号、HDEV中的轨道编号和轨道大小，如图17中所述。在来自NFS/CIFS客户端104的写访问中，元数据部291的信息对应于从MF主机计算机102的写访问期间的控制信息。数据写入区域的单元对应于单元页面大小（例如，59,392×672字节）。

上述过程不仅使得能够由MF主机计算机102来执行基于主机的访问（块单元访问），而且使得能够由NFS/CIFS客户端104来执行基于打开的访问（文件单元访问）。

如实施例1至5中所述，能够在不引起所有权交换的情况下访问被形成为分布式存储器系统中的分级存储器的轨道映射信息。即使在用于将数据从正常卷拷贝到虚拟卷的数据拷贝过程的情况下，也能够在不引起所有权交换的情况下访问被形成为分级存储器的轨道映射信息。此外，本实施例使得能够在虚拟卷中以轨道为单位来执行恢复和无用单元收集，实现存储资源的高效操作。本发明不限于上述实施例。

工业实用性

本发明能够应用于诸如大规模计算机、服务器和个人计算机的信息处理设备或者诸如存储系统和HDD记录器的信息/图像存储设备。

参考标号列表

101  存储设备

102  MF（主架）主机计算机

103  管理终端计算机

104  NFS/CIFS客户端

111、112  网络

113、114、115、116  通信线路

121  CHAPK（信道适配器包）

122  DKAPK（磁盘适配器包）

123  MPPK（微处理器包）

124  CMPK（高速缓冲存储器包）

125  NIC（网络接口卡）

126  SWPK（交换机包）

131  存储控制器

132、314  磁盘

141  MP（微处理器）

142  LM（本地存储器）

143  SM（共享存储器）

144  CM（高速缓冲存储器）

201  微程序

202  CM控制信息

203  管理表的高速缓存

211  命令控制单元

212  RAID控制单元

213  所有权控制单元

290  文件

291  元数据部

292  数据部

301、3011、3012  OS（操作系统）

311  用于主机的逻辑设备（HDEV）

312  逻辑设备（LDEV）

313  池

401  映射MPPK编号&HDEV编号的管理表

402  映射HDEV编号&LDEV编号的管理表

403  映射HDEV编号字段&卷大小的管理表

404  映射HDEV编号&卷属性的管理表

405  映射HDEV编号&磁盘编号的管理表

406  映射LDEV编号&池编号&PMT（页面映射表）地址的管理表

407  映射池编号&磁盘编号的管理表

408  PMT（页面映射表）

409  PMT管理目录

410  TMT（轨道映射表）管理目录

501  MPPK编号字段

502  HDEV编号字段

601  HDEV编号字段

602  LDEV编号字段

701  HDEV编号字段

702  卷大小字段

801  HDEV编号字段

802  卷属性字段

901  HDEV编号字段

902  磁盘编号字段

1001 LDEV编号字段

1002 池编号字段

1003 PMT地址字段

1101 池编号字段

1102 磁盘编号字段

1201 页面编号字段

1202 页面类型字段

1203 LDEV内的页面起始地址字段

1204 磁盘编号字段

1205 磁盘内的页面起始地址字段

1206 页面指派确定信息字段

1301 LDEV编号字段

1302 PMT地址字段

1401 LDEV编号字段

1402 LDEV内的初始数据轨道编号字段

1403 LDEV内的后续指派轨道编号字段

1511 TMT表

1501 HDEV内的轨道编号字段

1502 LDEV内的轨道编号字段

1503 轨道指派确定信息字段

1811 拷贝BM表

1801 轨道编号字段

1802 拷贝状态字段

1911 表管理轨道编号和更新状态（差异BM表）

1901 轨道编号字段

1902 更新状态字段

2011 对管理表

2001 对编号字段

2002 拷贝源HDEV编号字段

2003 拷贝源轨道编号字段

2004 拷贝目的地HDEV编号字段

2005 拷贝目的地轨道范围字段

2006 拷贝BM表地址字段

2007 差异BM表地址字段

2911 文件名

2912 文件类型

2913 文件大小

2914 偏移

2915 日期信息

Claims (14)

1.一种被耦合到计算机的存储系统，包括：

接口单元，被耦合到所述计算机；

多个控制单元，包括多个微处理器并被耦合到所述接口单元；

共享存储器，由所述多个控制单元共享，并由所述多个控制单元进行访问；

本地存储器，由所述控制单元的所述微处理器共享，并由所述微处理器进行访问；

物理存储设备，用于存储由所述计算机使用的数据；

被指派给所述计算机的第一逻辑存储区域；

被指派给所述第一逻辑存储区域的第二逻辑存储区域；以及

物理存储区域，包括所述物理存储设备；

其中所述第一逻辑存储区域基于第一控制信息而被指派给所述第二逻辑存储区域；

所述第二逻辑存储区域基于第二控制信息而被指派给所述物理存储区域，使得当出现从所述计算机向所述第一逻辑存储区域的访问请求时，基于所述第一控制信息和所述第二控制信息而从所述多个控制单元中选择负责处理所述访问请求的控制单元。

2.根据权利要求1所述的存储系统，其中所述第一控制信息被布置在与由用户使用的所述物理存储区域的轨道不同的轨道中，并且所述第二控制信息被布置在所述共享存储器中，其中只有负责处理所述访问请求的所选择的控制单元能够访问所述第一控制信息和所述第二控制信息。

3.根据权利要求2所述的存储系统，其中所述第一控制信息包括示出所述第一逻辑存储区域的轨道编号、所述第二逻辑存储区域的轨道编号和轨道指派状态之间的关联的映射表，并且所述第二控制信息包括以下各项中的至少一项：

（1）映射表，示出所述控制单元与所述第一逻辑存储区域之间的所述关联；

（2）映射表，示出所述第一逻辑存储区域与所述第二逻辑存储区域之间的所述关联；

（3）映射表，示出所述第一逻辑存储区域与其容量之间的所述关联；

（4）映射表，示出所述第一逻辑存储区域与其属性之间的所述关联；

（5）映射表，示出所述第二逻辑存储区域与所述物理存储设备之间的所述关联；

（6）映射表，示出所述第二逻辑存储区域与所述物理存储区域之间的所述关联；

（7）映射表，示出所述物理存储区域与所述物理存储设备之间的所述关联；

（8）映射表，示出了作为组成所述物理存储区域的最小单位的页面、其在所述第二逻辑存储区域中的指派位置以及指派状态之间的所述关联；

（9）映射表，示出了所述第二逻辑存储区域与所述映射表（8）在所述共享存储器中的存储的地址之间的所述关联；以及

（10）映射表，示出了所述第二逻辑存储区域与作为组成所述物理存储设备的最小单位的所述轨道编号之间的所述关联。

4.根据权利要求3所述的存储系统，其中

当从所述计算机接收到用于在所述第一逻辑存储区域中创建卷的请求时，所述系统计算在所述共享存储器中用于创建所述第二存储区域与所述地址之间的映射表所需的必要容量，其中所述表示出作为组成存在于所述第二逻辑存储区域中的所述物理存储区域的最小单位的页面、其在所述第二逻辑存储区域中的指派位置和所指派的状态之间的所述关联，所述系统计算在所述物理存储区域中用于创建所述第二存储区域与所述地址之间的映射表所需的所述第一控制信息的容量，并且确定是否有可能创建所述卷或所述区域。

5.根据权利要求3所述的存储系统，其中当从所述计算机接收到用于写或拷贝数据的请求时，所述系统基于所述第一控制信息来计算页面编号，基于对轨道指派状态或所述写目标或所述拷贝目标的页面指派状态的所述确定来指派新轨道或新页面，以及执行实际数据到所述写目标轨道或拷贝目标轨道的写入或拷贝。

6.根据权利要求3所述的存储系统，其中当从所述计算机接收到数据读请求时，所述系统基于所述第二逻辑存储区域的轨道编号、页面大小和页面编号来计算读起始位置距相关页面的起始地址的偏移值，并将与所述页面起始地址相对应的地址数据和在磁盘内的所述偏移值传送至所述计算机。

7.根据权利要求3所述的存储系统，其中当从所述计算机接收到拷贝请求时，所述控制单元执行以下过程：

（1）基于拷贝BM表和差异BM表来创建拷贝对；以及

（2）拷贝目标轨道并更新HDEV内的拷贝对管理表。

8.根据权利要求3所述的存储系统，其中当从所述计算机接收到先前的拷贝请求时，所述控制单元执行以下过程：

（1）在更新之前将轨道数据拷贝到拷贝目的地轨道；以及

（2）更新拷贝BM表和差异BM表。

9.根据权利要求3所述的存储系统，其中在从所述计算机接收到拷贝请求时执行的差异恢复操作期间，所述控制单元在所述差异BM表中执行轨道拷贝操作。

10.根据权利要求9所述的存储系统，其中通过在所述差异恢复操作中交换正常卷和虚拟卷来执行所述轨道拷贝操作。

11.根据权利要求3所述的存储系统，其中当从所述计算机接收到恢复请求时，所述控制单元丢弃所述拷贝目的地轨道的所述轨道条目和所述页面条目。

12.根据权利要求3所述的存储系统，其中在从所述计算机接收到写请求时执行的无用单元收集操作期间，所述控制单元执行以下过程：

（1）从所述轨道映射表的未指派轨道条目获取轨道条目，其中所述第二逻辑存储区域的轨道编号是大于所述页面映射表的页面编号的所述轨道编号之中最大的；以及

（2）将所获取的轨道条目的轨道指派确定信息改变为“已指派”。

13.根据权利要求3所述的存储系统，其中当从所述计算机接收到所有权迁移请求时，所述控制单元丢弃所述轨道映射表、并更新示出所述控制单元与所述第一逻辑存储区域之间的所述关联的所述映射表。

14.根据权利要求4所述的存储系统，其中当从所述计算机接收到数据写请求时，所述控制单元基于所述第一控制信息来计算页面编号，基于对所述写目标的所述轨道指派状态或所述页面指派状态的所述确定来指派新轨道或新页面，以及执行实际数据到所述写目标轨道的写入。

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