CN115951819A - 存储系统以及存储系统中的数据复制方法 - Google Patents

存储系统以及存储系统中的数据复制方法 Download PDF

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Abstract

本发明提供一种存储系统以及存储系统中的数据复制方法，使与数据复制相关的处理高速化。保持与逻辑卷以及快照相对应的第一控制信息以及与池卷上的数据对应起来的第二控制信息，通过将第一控制信息与第二控制信息对应起来，管理逻辑卷以及快照的数据，通过与第一控制信息相关联的世代信息来管理逻辑卷和1个或多个快照的时间序列，对于池卷上的各数据，将表示该数据的生成的世代的世代信息与第二控制信息关联起来进行管理，与逻辑卷、快照所涉及的数据处理异步地执行第一控制信息、第二控制信息的无效化，在进行无效化时，参照与第一控制信息关联起来的世代信息和与第二控制信息关联起来的世代信息来判定可否无效化。

Description

存储系统以及存储系统中的数据复制方法
技术领域
本发明涉及存储系统以及存储系统中的数据复制方法。
背景技术
近年来，数据灵活运用的需求正在提高，数据复制的机会也在增加。与此相伴，在存储系统中，快照(Snapshot)功能变得越来越重要。以往，快照的代表性的实现手段中具有写时重定向(Redirect on Write，RoW)方式(例如参照专利文献1)。在RoW方式中，由于没有数据的复制，因此具有对于生成快照时的I/O性能的影响小的优点。在AFA(All FlashArray，全闪存阵列)装置中多采用RoW方式。
RoW方式是追加写入数据的方式。追加写入是指在向存储系统写入数据时，不覆盖写入前已存储的数据，而在新区域中存储写入数据，改写元信息以便参照在新区域中存储的数据的数据存储方式。元信息通过树结构来管理。当取得了某个复制源卷的快照时，从快照的元信息树的根(Root)参照该时间点的复制源卷的元信息树的根。在该时间点，因为从快照参照复制源卷的根，所以不能改写仅允许读取。另外，伴随向复制源卷的写入，在复制源中准备新的根，生成用于参照更新数据的存储位置的新的元信息并连接到新的根之下。而且，从新的根参照旧的根，以便能够确定未进行写入的区域的数据存储位置。
但是，在现有技术中，在使用快照进行恢复时，需要使不再参照的数据、元信息无效化，恢复需要长时间。另外，如果不具有逆参照系统的元信息(例如，从池(Pool)的存储数据向主卷或快照的参照信息)地判定特定的数据、元信息可否无效化，则需要对全部的快照确认有无参照，可否无效化判定的处理效率变低。
因此，使恢复高速化，使无效化处理可否判定高速化，从而缩短与数据复制相关的处理时间成为课题。
专利文献1：美国专利第9646039号说明书
发明内容
本发明是鉴于上述课题而完成的，其目的在于在存储系统中实现与数据复制相关的处理的高速化。
为了实现上述目的，本发明的代表性的一存储系统具有对主机装置提供逻辑卷的控制器和存储数据的物理存储设备，并能够生成作为所述逻辑卷的复制的快照，所述控制器使用所述物理存储设备形成与所述逻辑卷对应的池卷，保持与所述逻辑卷以及所述快照相对应的第一控制信息以及与所述池卷上的数据相对应的第二控制信息，通过将所述第一控制信息与所述第二控制信息对应起来，管理所述逻辑卷以及所述快照的数据，通过与所述第一控制信息关联起来的世代信息管理所述逻辑卷和1个或多个快照的时间序列，对于所述池卷上的各数据，将表示该数据的生成的世代的世代信息与所述第二控制信息关联起来进行管理，与所述逻辑卷和/或所述快照所涉及的数据的处理异步地执行所述第一控制信息和/或所述第二控制信息的无效化，在进行所述无效化时，参照与所述第一控制信息关联起来的世代信息和与所述第二控制信息关联起来的世代信息来判定可否无效化。
另外，本发明的代表性的一数据复制方法是存储系统的数据复制方法，该存储系统具有对主机装置提供逻辑卷的控制器和存储数据的物理存储设备，并能够生成作为所述逻辑卷的复制的快照，在所述数据复制方法中，所述控制器使用所述物理存储设备形成与所述逻辑卷对应的池卷，保持与所述逻辑卷以及所述快照相对应的第一控制信息以及与所述池卷上的数据相对应的第二控制信息，通过将所述第一控制信息与所述第二控制信息对应起来，管理所述逻辑卷以及所述快照的数据，通过与所述第一控制信息关联起来的世代信息管理所述逻辑卷和1个或多个快照的时间序列，对于所述池卷上的各数据，将表示该数据的生成的世代的世代信息与所述第二控制信息关联起来进行管理，与所述逻辑卷和/或所述快照所涉及的数据的处理异步地执行所述第一控制信息和/或所述第二控制信息的无效化，在进行所述无效化时，参照与所述第一控制信息关联起来的世代信息和与所述第二控制信息关联起来的世代信息来判定可否无效化。
根据本发明，能够在存储系统中使与数据的复制相关的处理高速化。
附图说明
图1是关于存储系统的快照取得的说明图。
图2是关于取得快照后的最初的写入的说明图。
图3是关于取得快照后的第二次及以后的写入的说明图。
图4是从快照进行恢复的说明图。
图5是关于恢复后的最初的写入的说明图。
图6是关于恢复后的异步目录信息的回收处理的说明图。
图7是关于快照删除的说明图。
图8是关于快照删除后的异步目录信息的回收处理的说明图。
图9是计算机系统100的硬件结构的说明图。
图10是存储系统的逻辑结构的说明图。
图11是存储系统所使用的程序以及信息的说明图。
图12是快照管理表的结构的说明图。
图13是VOL/快照-Dir信息管理表的结构的说明图。
图14是最新世代#的结构的说明图。
图15是回收请求Dir信息#管理位图的结构的说明图。
图16是Dir信息世代管理树的结构的说明图。
图17是池管理表的结构的说明图。
图18是Dir信息管理表的结构的说明图。
图19是映射信息管理表的结构的说明图。
图20是表示快照取得处理的处理顺序的流程图。
图21是表示快照恢复处理的处理顺序的流程图。
图22是表示快照删除处理的处理顺序的流程图。
图23是表示异步目录信息回收处理的处理顺序的流程图。
图24是表示前端写入处理的处理顺序的流程图。
图25是表示后端写入处理的处理顺序的流程图。
图26是表示追记处理的处理顺序的流程图。
图27是关于可写快照的取得的说明图。
图28是关于向可写快照的写入的说明图。
图29是从可写快照进行的恢复的说明图。
具体实施方式
以下，参照附图对本发明的实施方式进行说明。以下说明的实施方式并不限定请求专利保护的范围所涉及的发明，另外，在实施方式中说明的各要素及其组合的全部并不一定是发明的解决手段所必须的。另外，对于发明的结构中必须但众所周知的结构，有时省略图示及说明。
在以下的说明中，有时通过“xxx表”这样的表现来说明针对输入得到输出的信息，但该信息也可以是任何构造的数据。因此，可以将“xxx表”称为“xxx信息”。
另外，在以下的说明中，各表的结构是一例，1个表可以分割为2个以上的表，2个以上的表的全部或一部分也可以是1个表。
另外，在以下的说明中，有时将“程序”作为主语来说明处理。程序由处理器部执行，从而一边适当地使用存储部和/或接口部等一边进行所决定的处理，因此处理的主语也可以设为处理器部(或者具有该处理器部的控制器那样的设备)。
程序可以安装在计算机那样的装置中，例如，也可以位于程序分发服务器或者计算机能够读取的(例如非暂时性的)记录介质中。另外，在以下的说明中，既可以将2个以上的程序作为1个程序来实现，也可以将1个程序作为2个以上的程序来实现。
此外，“处理器部”是1个或多个处理器。处理器典型的是CPU(Central ProcessingUnit：中央处理单元)那样的微处理器，但也可以是GPU(Graphics Processing Unit：图形处理单元)那样的其他种类的处理器。此外，处理器可以是单核，也可以是多核。此外，处理器也可以是进行一部分或全部处理的硬件电路(例如FPGA(Field-Programmable GateArray：现场可编程门阵列)或ASIC(Application Specific Integrated Circuit：专用集成电路))这样的广义的处理器。
另外，在以下的说明中，作为各种对象的识别信息，使用识别编号，但也可以采用识别编号以外的种类的识别信息(例如，包含英文字母、符号的识别符)。在以下的说明中，“#”表示编号，例如“xxx#”表示以编号识别的xxx。
另外，在以下的说明中，在不区分同种要素进行说明的情况下，有时使用参照符号(或者参照符号中的共用符号)，在区分同种要素进行说明的情况下，有时使用要素的识别编号(或者参照符号)。另外，各图所示的各要素的数量是一个例子，并不限于图示。
[实施例1]
图1是关于实施例1的存储系统的快照取得的说明图。
存储系统能够对主机装置提供逻辑卷。以下，将该逻辑卷称为主卷(PVOL)。
另外，存储系统能够以RoW(Redirect on Write写时重定向)方式生成作为主卷的复制的快照。
存储系统使用存储数据的物理存储设备来形成池卷，使用元信息来管理主卷、快照与池卷的关系。
存储系统使用目录(Dir)信息和映射信息作为元信息。
目录信息是与主卷、快照相对应的第一控制信息。
映射信息是与池卷上的数据1对1对应的第二控制信息。
存储系统通过将目录信息与映射信息对应起来，来管理主卷、快照的数据。
并且，存储系统通过与目录信息相关联的世代信息来管理逻辑卷和快照的时间序列，关于池卷上的各数据，将用于表示该数据的生成的世代的世代信息与映射信息关联起来进行管理。此外，存储系统将该时间点的最新的世代信息作为最新世代进行管理。
在图1中，示出了存储系统生成最初的快照时的动作。
首先，在取得快照前的阶段，主卷是虚拟地存储了数据“A0”、“B0”、“C0”的状态，最新世代是“0”。
与主卷对应的目录信息关联了“0”来作为世代信息，包含用于表示主卷的全部数据(“A0”、“B0”、“C0”)的参照目的地的参照信息。以后，在与目录信息相关联的世代信息为“X”的情况下，表述为目录信息为X代。
在池卷中实体地存储有数据“A0”、“B0”、“C0”，将映射信息与各个数据(“A0”、“B0”、“C0”)对应起来。另外，各个映射信息关联了“0”来作为世代信息。以后，在与映射信息相关联的世代信息为“X”的情况下，表述为映射信息为X代。
在取得快照之前的状态下，目录信息的“A0”、“B0”和“C0”分别是参照映射信息的“A0”、“B0”和“C0”的参照信息。这样，通过将目录信息与映射信息对应起来，能够使主卷与池卷相对应，实现针对主卷的虚拟的数据处理。
在图1中，在取得快照时，复制目录信息，设为只读快照#0的目录信息。然后，使主卷的目录信息的世代增加，最新世代也增加。
其结果，映射信息的“A0”、“B0”、“C0”被世代0的目录信息和世代1的目录信息双方参照。
这样，如果通过目录信息的复制来生成快照，则能够不增加池卷上的数据、映射信息地生成快照。
在此，当取得了快照时，在取得时间点禁止写入而数据固定的快照成为世代0，在取得快照以后也能够写入数据的池卷成为世代1。世代0相对于世代1是“直系中的早1个世代的世代”，为了方便而称为“父”。同样地，世代1相对于世代0是“直系中的晚1个世代的世代”，为了方便而称为“子”。存储系统将世代的父子关系作为Dir信息世代管理树进行管理。
图2是关于取得快照后的最初的写入的说明图。
如果从主机装置接受了将“A0”改写为“A1”的写入请求，则存储系统确保池卷的新的区域，存储写入对象的数据“A1”。对于池卷的新的数据“A1”，生成新的映射信息“A1”，对映射信息“A1”赋予目录信息的世代来作为世代信息。因此，映射信息“A1”是世代1。
存储系统通过切换世代1的目录信息与映射信息的参照关系(对应关系)，将主卷中的写入目的地的地址与写入对象的数据“A1”对应起来。
通过该参照目的地的切换，映射信息“A0”被解除来自世代1的目录信息的参照。然而，映射信息“A0”仍然被快照#0的目录信息(世代0)参照，因此不允许无效化。
关于该可否无效化的判定，将可否无效化的判定对象的映射信息的世代与写入对象VOL(在此为主卷)的目录信息的世代进行比较，如果一致则判定为可无效化，如果映射信息的世代早，则判定为不可无效化即可。不会发生映射信息的世代新的状态。
图3是关于取得快照后的第二次及以后的写入的说明图。
如果从主机装置接受了将“A1”改写为“A2”的写入请求，则存储系统确保池卷的新的区域，存储写入对象的数据“A2”。对于池卷的新的数据“A2”，生成新的映射信息“A2”，对映射信息“A2”赋予目录信息的世代来作为世代信息。因此，映射信息“A2”是世代1。
存储系统通过切换世代1的目录信息与映射信息的参照关系(对应关系)，将主卷中的写入目的地的地址与写入对象的数据“A2”对应起来。
通过该参照目的地的切换，映射信息“A1”被解除了来自世代1的目录信息的参照，成为不被任何目录信息参照的状态，所以能够无效化。
具体而言，映射信息“A1”是世代1，与写入对象VOL的目录信息“世代1”一致，因此判定为能够无效化。另外，池卷上的数据“A1”也能够无效化。
图4是从快照进行的恢复的说明图。作为前提，依次生成从世代0到世代2的3个快照#0～#2，最新世代为3。
在从快照SS#1恢复的情况下，复制世代1的目录信息并与主卷建立对应，使最新世代递增。其结果，最新世代为4，主卷的目录信息也为世代4。
此外，世代4的主卷将世代1的快照作为父。因此，世代1的快照具有世代2的快照和世代4的主卷来作为子。
通过恢复，世代3的目录信息解除与主卷的对应关系，成为不再从主卷或快照参照的异步回收对象。即，世代3被确定为无效化的对象世代。
图5是关于恢复后的最初的写入的说明图。
在恢复的结束时间点，主卷的数据是“A2”、“B0”、“C0”。
在从主机装置对于“A2”、“B0”、“C0”分别接受了初次的写入请求来写入“A4”、“B2”、“C2”的情况下，存储系统在池卷中分别存储“A4”、“B2”、“C2”，并生成新的映射信息“A4”、“B2”、“C2”。然后，将“A4”、“B2”、“C2”的映射信息设为世代4。
存储系统通过切换世代4的目录信息与映射信息的参照关系(对应关系)来完成写入。通过该切换，“A2”、“B0”、“C0”的目录信息不接受从主卷的参照，但接受从作为父世代的世代1的快照的参照(写入对象VOL的世代＞映射信息的世代)。因此，“A2”、“B0”、“C0”的目录信息不能无效化，池卷中的“A2”、“B0”、“C0”的数据也不能无效化。
图6是关于恢复后的异步目录信息的回收处理的说明图。如已经说明的那样，如果通过恢复将世代3的目录信息确定为无效化对象，则存储系统与恢复异步地使世代3的目录信息无效化。
在图6中，世代3的目录信息参照“A3”、“B1”、“C1”。因此，存储系统将“A3”、“B1”、“C1”的映射信息的世代与父世代进行比较，检查有无参照。另外，在该例子中，作为无效化对象的世代3是世代管理树上的末端(＝不具有子)，因此不需要确认子世代。
这里，与映射信息的世代进行比较的父世代是作为无效化对象的世代3的目录信息的父，其世代是2。因此，如果映射信息的世代比父世代大，则能够无效化。
具体而言，映射信息“C1”是世代3，比父世代的世代2大。即，映射信息“C1”未接受从世代2的快照的参照，因此能够无效化。另一方面，映射信息“A3”、“B1”是世代2，与父世代的世代2相等。即，映射信息“A3”、“B1”接受从世代2的快照的参照，因此不能无效化。
作为使无效化对象的目录信息和能够无效化的映射信息无效化的结果，如图6所示，删除世代3的目录信息，删除映射信息“C3”和池卷上的数据“C3”。
图7是关于快照删除的说明图。在图7中，快照#0的子是快照#1，快照#1的子是快照#2和世代4的主卷。在该状态下，当删除了快照#0时，存储系统立即删除快照#0，并且将从快照#0的参照消失的世代0的目录信息设置为异步回收目标。将世代0确定为无效化的对象世代。
图8是关于删除快照后的异步目录信息的回收处理的说明图。如果通过删除快照#0而将世代0的目录信息确定为无效化对象，则存储系统与快照的删除非同步地使世代0的目录信息无效化。
在该无效化中，对于被对象世代的目录信息参照(建立了对应)的映射信息，在映射信息的世代比对象世代的父世代新，且也未接受从对象世代的子世代的参照的情况下，存储系统判定为能够无效化。如此，在具有子的目录信息的无效化时，还需要确认有无从子的参照。
在图8中，世代0的目录信息参照映射信息“A0”、“B0”、“C0”。此外，对象世代0不存在父世代。因此，存储系统判定映射信息“A0”、“B0”、“C0”是否被对象世代的子世代即世代1的目录信息参照。
世代1的目录信息参照“A2”、“B0”、“C0”，因此，映射信息“A0”被判定为能够无效化，映射信息“B0”、“C0”被判定为不能无效化。
在图6中子世代为1个，但在子世代为2个的情况下，由于回收后的Dir信息世代树分离，所以跳过无效化处理。
作为使无效化对象的目录信息和能够无效化的映射信息无效化的结果，如图8所示，世代0的目录信息被删除，映射信息“A0”和池卷上的数据“A0”被删除。
图9是实施例1的计算机系统100的硬件结构的说明图。计算机系统100具备存储系统201、服务器系统202以及管理系统203。存储系统201和服务器系统202经由使用了FC(Fiber Channel：光纤信道)等的存储网络204连接。存储系统201与管理系统203经由使用了IP(Internet Protocol：互联网协议)等的管理网络205连接。存储网络204以及管理网络205也可以是同一通信网络。
存储系统201具备多个存储控制器210和多个SSD220。对存储控制器210连接了作为物理存储设备的SSD220。
存储控制器210具备1个以上的处理器211、1个以上的存储器212、后端接口213、前端接口214和管理接口215。
处理器211是处理器部的一例。处理器211也可以包括进行压缩以及解压缩的硬件电路。在本实施例中，处理器211进行与读写、快照生成、恢复、快照删除、元信息的回收删除相关的控制等。
存储器212是存储部的一例。存储器212存储处理器211执行的程序、处理器211使用的数据等。处理器211执行在存储器212中存储的程序。在本实施例中，例如，通过存储器212与处理器211的组将存储器双重化。
后端接口213、前端接口214和管理接口215是接口部的一例。
后端接口213是对SSD220与存储控制器210之间的数据交换进行中介的通信接口设备。在后端接口213上连接多个SSD220。
前端接口214是对服务器系统202与存储控制器210之间的数据交换进行中介的通信接口设备。将服务器系统202经由存储网络204与前端接口214连接。
管理接口215是对管理系统203与存储控制器210之间的数据交换进行中介的通信接口设备。将管理系统203经由管理网络205与管理接口215连接。
服务器系统202包含1个以上的主机装置而构成。服务器系统202对存储控制器210发送指定了I/O目的地的I/O请求(写入请求或读取请求)。I/O目的地例如是LUN(LogicalUnit Number，逻辑单元号)那样的逻辑卷编号、LBA(Logical Block Address，逻辑块地址)那样的逻辑地址等。
管理系统203包含1个以上的管理装置而构成。管理系统203管理存储系统201。
图10是存储系统201的逻辑结构的说明图。服务器系统202指定的I/O目的地是主卷的逻辑卷编号、逻辑地址等。如已经说明的那样，主卷经由元信息(省略图示)参照池卷上的数据。通过该参照关系，能够将针对主卷的数据的读写作为向池卷的读写来处理。
并且，存储系统201通过复制元信息来实现主卷的快照的生成。因此，即使是在主卷、快照中重复保持的数据，由于参照池卷的同一数据，所以不需要在池卷中重复保持数据。
图11是存储系统201使用的程序和信息的说明图。将存储器212的存储器区域用作控制信息部301、程序部302、缓存部303。
存储器区域中的至少一部分可以是独立的存储器。
控制信息部301存储快照管理表401、VOL/快照-Dir信息管理表402、最新世代#403、回收请求Dir信息#管理位图404、Dir信息世代管理树405、池管理表406、Dir信息管理表407、映射信息管理表408。关于这些表，参照附图在后面叙述。
在程序部302中存储快照取得程序411、快照恢复程序412、快照删除程序413、异步回收程序414、读/写程序415、追记程序416等。针对多个存储控制器210中的各个存储控制器210设置这些程序，这些程序相互协作来进行目的处理。
在缓存部303中暂时存储对SSD220写入或读取的数据集。
图12是快照管理表401的结构的说明图。快照管理表401是将从主卷取得的快照的ID、快照的取得时刻与该主卷的ID对应起来的表。在有多个主卷的情况下，对每个主卷设置快照管理表401。
图13是VOL/快照-Dir信息管理表402的结构的说明图。VOL/快照-Dir信息管理表402具有VOL#/SS#、RootVOL#和Dir信息#。
VOL#/SS#是确定主卷或快照的信息。RootVOL#表示与哪个主卷对应。如果VOL#/SS#是主卷，则VOL#/SS#与RootVOL#一致。Dir信息#确定与VOL#/SS#对应的目录信息。
图14是最新世代#403的结构的说明图。最新世代#403是提供给主机装置的主卷的世代，在有多个主卷的情况下，针对每个主卷存在最新世代#403。
图15是回收请求Dir信息#管理位图404的结构的说明图。回收请求Dir信息#管理位图404针对每个Dir信息#管理回收请求的标志。例如，对请求回收的Dir信息#赋予“1”作为标志，对不请求回收的Dir信息#赋予“0”作为标志。
图16是Dir信息世代管理树405的结构的说明图。Dir信息世代管理树405具有Dir信息#、Dir信息世代#、Prev、Next1、Next2。
Dir信息#是确定目录信息的信息，Dir信息世代#表示目录信息的世代。Prev表示目录信息的父，Next1和Next2表示目录信息的子。
图17是池管理表406的结构的说明图。池管理表406具有对池卷上的存储区域进行划分的页码、池卷的ID、起始地址、状态、分配目的地VOL#/SS#、分配目的地地址。
状态表示是否已分配了该存储区域。
如果状态为[1：已分配]，则通过分配目的地VOL#/SS#和分配目的地地址来表示分配给哪个卷或快照的哪个地址。
如果状态为[0：未分配]，则分配目的地VOL#/SS#和分配目的地地址为“n/a”。
图18是Dir信息管理表407的结构的说明图。
Dir信息管理表407是将VOL/SS内地址与参照目的地映射信息#对应起来的表。针对每个主卷、每个快照设置Dir信息管理表407。
图19是映射信息管理表408的结构的说明图。映射信息管理表408是将映射信息#、参照目的地池地址、映射信息世代#对应起来的表，表示映射信息的世代和映射信息参照池卷的哪个存储区域。
图20是表示快照取得处理的处理顺序的流程图。快照取得处理根据来自管理系统203的指示，由快照取得程序411执行。
首先，快照取得程序411分配作为复制目的地的Dir信息管理表407，更新VOL/快照-Dir信息管理表402(步骤S101)。
快照取得程序411使最新世代递增(步骤S102)，更新Dir信息世代管理树405(步骤S103)。此时，对复制源设定最新世代，对复制目的地设定递增前的世代。
快照取得程序411判定在指定的卷中是否存在缓存脏数据(步骤S104)。
如果在指定的卷中存在缓存脏数据(步骤S104；是)，则快照取得程序411分配页并更新池管理表406(步骤S105)，执行追记处理(步骤S106)。
在追记处理后，或者在指定的卷中不存在缓存脏数据的情况下(步骤S104；否)，快照取得程序411将对象卷的Dir信息管理表407复制到复制目的地的Dir信息管理表407(步骤S107)。
之后，更新快照管理表401(步骤S108)，并结束处理。
图21是表示快照恢复处理的处理顺序的流程图。根据来自管理系统203的指示，由快照恢复程序412执行快照恢复处理。
首先，快照恢复程序412分配作为恢复目的地的Dir信息管理表407，更新VOL/快照-Dir信息管理表402(步骤S201)。
快照恢复程序412使最新世代递增(步骤S202)，更新Dir信息世代管理树405(步骤S203)。此时，对复制源设定递增前的世代，对复制目的地设定最新世代。
快照恢复程序412清除恢复目的地的卷的缓存区域(步骤S204)。
快照恢复程序412将恢复源的卷Dir信息管理表407复制到恢复目的地的Dir信息管理表407(步骤S205)。
之后，将恢复目的地的旧Dir信息#登记到回收请求Dir信息#管理位图404(步骤S206)，并结束处理。
图22是表示快照删除处理的处理顺序的流程图。根据来自管理系统203的指示，由快照删除程序413执行快照删除处理。
首先，快照删除程序413使VOL/快照-Dir信息管理表402中的删除对象快照的目录信息无效化(步骤S301)。
然后，更新快照管理表401(步骤S302)，将删除对象的快照的旧Dir信息#登记到回收请求Dir信息#管理位图404(步骤S303)，并结束处理。
图23是表示异步目录信息回收处理的处理顺序的流程图。通过异步回收程序414例如定期地执行异步目录信息回收处理。
首先，异步回收程序414从回收请求Dir信息#管理位图404确定回收对象Dir信息#(步骤S401)。此时，异步回收程序414参照Dir信息世代管理树405，确认建立了回收请求比特的目录信息的条目，不选择具有2个子的目录信息。
然后，异步回收程序414判定是否存在未处理的条目(步骤S402)。
如果存在未处理的条目(步骤S402；是)，则异步回收程序414决定目录信息的处理对象条目(步骤S403)，读取目录信息的处理对象条目，确定参照目的地的映射信息#(步骤S404)。
异步回收程序414根据Dir信息世代管理树405判定是否存在子世代的目录信息(步骤S405)。
如果存在子世代的目录信息(步骤S405；是)，则异步回收程序414读取子世代的目录信息的同一条目，判定参照目的地映射信息#是否一致(步骤S406)。
如果子世代的目录信息的同一条目与参照目的地映射信息#一致(步骤S406；是)，则返回到步骤S402。
在子世代的目录信息的同一条目与参照目的地映射信息#不一致的情况下(步骤S406：否)，或者不存在子世代的目录信息的情况下(步骤S405：否)，异步回收程序414判定父世代的目录信息世代#是否比处理对象条目的参照目的地映射信息的世代#早(步骤S407)。
如果父世代的目录信息世代#不比处理对象条目的参照目的地映射信息的世代#早(步骤S407；否)，则返回到S402。
如果父世代的目录信息世代#比处理对象条目的参照目的地映射信息的世代#早(步骤S407；是)，则异步回收程序414将映射信息管理表的对象条目初始化，释放池管理表406的对象页的分配(步骤S408)。之后，返回到步骤S402。
如果在步骤S402中判定为不存在未处理的条目(步骤S402：否)，则异步回收程序414更新回收请求Dir信息#管理位图404(步骤S409)，并且更新Dir信息世代管理树405(步骤S410)，并结束处理。
图24是表示前端写入处理的处理顺序的流程图。在接受了来自主机装置的写入请求的情况下，通过读/写程序415来执行前端写入处理。
首先，读/写程序415参照缓存部303，判定来自主机装置的写入请求的对象数据是否缓存命中。读/写程序415在写入请求的对象数据发生缓存命中的情况下(步骤S501；是)将处理转移到S503，在未发生缓存命中的情况下(步骤S501；否)将处理转移到S502。在S502中，读/写程序415在缓存部303中确保缓存区域。
在S503中，读/写程序415判定在S501中缓存命中的对象数据是否是脏数据。读/写程序415在S501中缓存命中的对象数据是脏数据的情况下(步骤S503；是)将处理转移到S504，在不是脏数据的情况下(步骤S504；否)将处理转移到S506。
在S504中，读/写程序415判定在S503中判定出的脏数据的WR(WRight)世代#与该写入请求的对象数据的世代#是否一致。WR世代#保持在缓存数据的管理信息(未示出)中。另外，该写入请求的对象数据的世代#从最新世代#403取得。在S504中，防止在尚未对刚取得的快照的对象数据(脏数据)进行追记处理时，用该写入请求的对象数据更新脏数据，从而将快照的数据写完的情况。读/写程序415在WR世代#与最新世代#一致的情况下(步骤S504；是)将处理转移到S506，在WR世代#与最新世代#不一致的情况下(步骤S504；否)将处理转移到S505。
在S505中，读/写程序415执行追记处理。通过S505，将与最新世代#不一致的WR世代#的脏数据写入池中，并从缓存部303降级。
在S506中，读/写程序415将写入请求的对象数据写入在S502中确保的缓存区域，或者写入到对需要追记处理的脏数据进行追记处理而能够再次生成脏数据的缓存区域中。
在S507中，读/写程序415将在S506中写入缓存部303的缓存数据的WR世代#设定为在S504中进行了比较的最新世代#。在S508中，读/写程序415向主机装置返回正常响应(Good响应)。
图25是表示后端写入处理的处理顺序的流程图。后端写入处理是在未反映的数据(脏数据)位于缓存部303上时，对未反映的数据进行池写入的处理。后端写入处理与前端写入处理同步或者异步地进行。通过读/写程序415来执行后端写入处理。
首先，在S601中，读/写程序415判定在缓存部303上是否存在脏数据。读/写程序415在缓存部303上有脏数据的情况下(步骤S601：“是”)将处理转移到S602，在没有脏数据的情况下(步骤S602：“否”)结束本后端写入处理。在S602中，读/写程序415执行追记处理。
图26是表示追记处理的处理顺序的流程图。由快照取得程序411或读/写程序415所调用的追记程序416来执行追记处理。
首先，追记程序416更新追记后的映射信息管理表408，设定最新世代来作为映射信息的世代(步骤S701)。
之后，追记程序416更新Dir信息管理表407(步骤S702)，并更新池管理表406(步骤S703)，从缓存部303降级(步骤S704)。
之后，追记程序416参照Dir信息世代管理树405(步骤S705)，判定写入对象VOL的Dir信息世代#与追记前的映射信息世代#是否一致(步骤S706)。
如果写入对象VOL的Dir信息世代#比追记前的映射信息世代#早(步骤S706：否)，则直接结束处理。
如果写入对象VOL的Dir信息世代#与追记前的映射信息世代#一致(步骤S706：是)，则追记程序416对追记前的映射信息管理表408的对象条目进行初始化，分配并释放池管理表406的对象页(步骤S707)，并结束处理。
[实施例2]
在实施例1中，例示了禁止了写入的快照来进行说明，但也能够取得许可了写入的快照。在本实施例2中，对允许写入的快照的生成、向快照的写入、恢复进行说明。在本实施例2中，将允许写入的快照称为可写快照(Writable Snapshot)。
图27是关于可写快照的取得的说明图。在生成可写快照时，存储系统生成主卷的目录信息的2个复制，将1个设为禁止写入(Read Only)的目录信息，将1个设为允许写入的(Read/Write用的)目录信息。
并且，将生成快照前的上述最新世代信息设为禁止写入的目录信息的世代，将禁止写入的目录信息的世代递增后的世代设为允许写入的目录信息的世代，将允许写入的目录信息的世代递增后的世代设为最新世代信息以及主卷的目录信息的世代。
在图27中，由于生成快照前的最新世代为0，所以禁止写入的目录信息为世代0，允许写入的目录信息为世代1，生成快照后的最新世代以及主卷的目录信息的世代为2。
另外，作为Dir世代信息管理树，与世代0对应的禁止写入快照成为父，与世代1对应的允许写入的快照和世代2的主卷成为子。
图28是关于可写快照的写入的说明图。在将可写快照的“A0”改写为“A1”时，存储系统确保池卷的新的区域，存储写入对象的数据“A1”。对于池卷的新的数据“A1”，生成新的映射信息“A1”，对映射信息“A1”赋予可写快照的世代来作为世代信息。因此，映射信息“A1”是世代1。
存储系统通过切换世代1的目录信息与映射信息的参照关系(对应关系)，将主卷中的写入目的地的地址与写入对象的数据“A1”对应起来。
通过该参照目的地的切换，映射信息“A0”被解除了从世代1的参照。然而，映射信息“A0”仍然被快照#0的禁止写入的目录信息(世代0)参照，因此不允许无效化。
关于该可否无效化的判定，将可否无效化的判定对象的映射信息的世代与写入对象VOL(在此为Writable Snapshot#0)的目录信息的世代进行比较，如果一致则判定为可无效化，如果映射信息世代早则判定为不可无效化即可。另外，不会发生映射信息世代晚的状态。
图29是从可写快照进行的恢复的说明图。
在从可写快照进行恢复的情况下，生成允许写入的目录信息的2个复制，将1个设为禁止写入(Read Only)的目录信息，将1个设为允许写入的(Read/Write用的)目录信息。
新的禁止写入的目录信息表示恢复时间点的主卷的状态，继承恢复源的世代。新的允许写入的目录信息表示主卷状态的最新状态，被赋予与对恢复源的世代加上2后的最新世代相同的世代。然后，恢复源的允许写入的目录信息使世代递增。
在图29中，其结果，最新世代为4，恢复源的禁止写入目录信息为世代0，恢复目的地的禁止写入目录信息为世代1，恢复目的地的旧目录信息为世代2，均为世代0的子。恢复源的允许写入目录信息为世代3，恢复目的地的允许写入目录信息为世代4，均为世代1的子。
通过恢复，世代2的目录信息被解除与主卷的对应关系，成为不再被主卷或快照参照的异步回收对象。即，世代2被确定为无效化的对象世代。
如上述那样，实施例公开的存储系统具有：对主机装置提供向逻辑卷(主卷)的访问的控制器(存储控制器210)；和作为存储数据的物理存储设备的SSD220，能够生成作为上述逻辑卷的复制的快照，上述控制器使用上述物理存储设备形成与上述逻辑卷对应的池卷，保持与上述逻辑卷以及上述快照对应的第一控制信息(目录信息)以及与上述池卷上的数据对应的第二控制信息(映射信息)，通过将上述第一控制信息与上述第二控制信息对应起来，管理上述逻辑卷以及上述快照的数据，通过与上述第一控制信息关联起来的世代信息来管理上述逻辑卷和1个或多个快照的时间序列，关于上述池卷上的各数据，将用于表示该数据的生成的世代的世代信息与上述第二控制信息关联起来进行管理，与上述逻辑卷和/或上述快照所涉及的数据处理异步地执行上述第一控制信息和/或上述第二控制信息的无效化，在进行上述无效化时，参照与上述第一控制信息关联起来的世代信息和与上述第二控制信息关联起来的世代信息来判定可否无效化。
根据这样的结构以及动作，由于在恢复的时间点不需要元信息的无效化，所以使恢复高速化，不具有逆参照系统的元信息(例如，从池的存储数据向主卷或快照的参照信息)而能够高效地进行可否无效化的判定，所以能够使与数据复制相关的处理高速化。
另外，根据公开的存储系统，上述控制器在成为上述无效化对象的上述第一控制信息的世代被确定为对象世代的情况下，基于上述对象世代的直系中的早一个世代的世代的参照状态和上述对象世代的直系中的晚一个世代的世代的参照状态，判定可否进行上述无效化。
即，公开的存储系统不需要查看全部世代，只查看前后1世代即可，因此能够高效地判定可否无效化。
另外，根据公开的存储系统，上述控制器管理最新世代信息，在针对上述逻辑卷生成了上述快照的情况下，将生成前的上述最新世代信息存储到所生成的快照的世代信息中，使上述最新世代信息递增，在从上述快照进行了上述逻辑卷的恢复的情况下，也使上述最新世代信息递增。
因此，通过与最新世代的比较，能够有效地管理可否无效化。
另外，根据公开的存储系统，上述控制器在上述逻辑卷中进行写入的情况下，在上述池卷的新的区域中存储写入对象的数据，通过切换上述第一控制信息与上述第二控制信息的对应关系，将上述逻辑卷中的写入目的地的地址与写入对象的数据对应起来，并且将上述逻辑卷的世代与上述第二控制信息关联起来，将通过上述对应关系的切换而解除了与上述第一控制信息的对应关系的第二控制信息作为无效化对象，如果成为无效化对象的第二控制信息的世代与上述逻辑卷的上述第一控制信息所关联的世代相比一致，则判定为能够无效化。
根据该结构，能够以写入处理为契机判定已存储数据的无效化，能够高效地判定可否无效化。
另外，根据公开的存储系统，上述控制器管理最新世代信息，在从上述快照进行了上述逻辑卷的恢复的情况下，复制恢复源的快照的第一控制信息并与上述逻辑卷对应起来，使上述最新世代信息递增，将在上述恢复之前与上述逻辑卷对应起来的第一控制信息的世代信息确定为无效化的对象世代，关于与上述对象世代的第一控制信息对应起来的第二控制信息，在与第二控制信息关联起来的世代比上述对象世代的直系中的早1个世代的世代晚，且没有接受从上述对象世代的直系中的晚1个世代的世代的参照时，判定为能够无效化。
根据该结构，能够使伴随恢复而产生的不需要的数据、元信息的无效化处理高效化。
另外，根据公开的存储系统，上述控制器在删除了上述快照的情况下，将与删除的快照的第一控制信息关联起来的世代信息确定为无效化的对象世代，关于与上述对象世代的第一控制信息关联起来的第二控制信息，在与第二控制信息关联起来的世代比上述对象世代的直系中的早1个世代的世代晚，且没有接受从上述对象世代的直系中的晚1个世代的世代的参照时，判定为能够无效化。
根据该结构，能够使伴随着快照的删除而产生的不需要的数据、元信息的无效化处理高效化。
另外，根据公开的存储系统，上述控制器在使上述第二控制信息无效化的情况下，使对应的数据无效化。
因此，能够使元信息和数据异步且高效地无效化。
另外，根据公开的存储系统，上述控制器管理最新世代信息，在针对上述逻辑卷生成能够写入的快照的情况下，生成禁止写入的第一控制信息和允许写入的第一控制信息，将生成快照前的上述最新世代信息设为上述禁止写入的第一控制信息的世代，将上述禁止写入的第一控制信息的世代递增后的世代设为上述允许写入的第一控制信息的世代。
根据该结构，在采用能够写入的快照的情况下，也能够实现与数据复制相关的处理的高速化。
本发明并不限于上述的实施例，包含各种变形例。例如，上述的实施例是为了容易理解地说明本发明而详细说明的实施例，并不限于必须具备所说明的全部结构。另外，不限于该结构的删除，也能够进行结构的置换、追加。
另外，上述的各结构、功能、处理部、处理单元等的一部分或者全部例如可以使用集成电路进行设计等由硬件实现。另外，本发明也能够通过用于实现实施例的功能的软件的程序代码来实现。在该情况下，将记录有程序代码的记录介质提供给计算机，该计算机所具备的处理器读出存储在记录介质中的程序代码。在该情况下，从记录介质读出的程序代码自身实现上述实施例的功能，该程序代码自身以及存储有该程序代码的记录介质构成本发明。作为用于供给这样的程序代码的记录介质，例如使用软盘、CD-ROM、DVD-ROM、硬盘、SSD(Solid State Drive：固态硬盘)、光盘、光磁盘、CD-R、磁带、非易失性的存储卡、ROM等。
另外，用于实现本实施例中记载的功能的程序代码例如能够通过汇编程序、C/C++、perl、Shell、PHP、Java(注册商标)等广范围的程序或脚本语言来安装。
在上述实施例中，控制线、信息线表示在说明上所需要的控制线、信息线，并不一定表示产品上的全部的控制线、信息线。全部的结构可以相互连接。
[符号说明]
100：计算机系统、201：存储系统、202：服务器系统、203：管理系统、210：存储控制器、401：快照管理表、402：VOL/快照-Dir信息管理表、403：最新世代#、404：回收请求Dir信息#管理位图、405：Dir信息世代管理树、406：池管理表、407：Dir信息管理表、408：映射信息管理表、411：快照取得程序、412：快照恢复程序、413：快照删除程序、414：异步回收程序、415：读/写程序、416：追记程序。

Claims (9)

1.一种存储系统，其具有对主机装置提供逻辑卷的控制器和存储数据的物理存储设备，并能够生成作为所述逻辑卷的复制的快照，
其特征在于，
所述控制器使用所述物理存储设备形成与所述逻辑卷对应的池卷，
所述控制器保持与所述逻辑卷以及所述快照相对应的第一控制信息以及与所述池卷上的数据相对应的第二控制信息，
所述控制器通过将所述第一控制信息与所述第二控制信息对应起来，来管理所述逻辑卷以及所述快照的数据，
所述控制器通过与所述第一控制信息关联起来的世代信息来管理所述逻辑卷和1个或多个快照的时间序列，
所述控制器对于所述池卷上的各数据，将表示该数据的生成的世代的世代信息与所述第二控制信息关联起来进行管理，
所述控制器与所述逻辑卷和/或所述快照所涉及的数据处理异步地执行所述第一控制信息和/或所述第二控制信息的无效化，
在进行所述无效化时，所述控制器参照与所述第一控制信息关联起来的世代信息和与所述第二控制信息关联起来的世代信息来判定可否无效化。
2.根据权利要求1所述的存储系统，其特征在于，
所述控制器在成为所述无效化的对象的所述第一控制信息的世代被确定为对象世代时，基于所述对象世代的直系中的早1个世代的世代的参照状态和所述对象世代的直系中的晚1个世代的世代的参照状态，来判定可否进行所述无效化。
3.根据权利要求1所述的存储系统，其特征在于，
所述控制器管理最新世代信息，
所述控制器在对所述逻辑卷生成了所述快照时，将生成前的所述最新世代信息存储在所生成的快照的世代信息中并使所述最新世代信息递增，
所述控制器在从所述快照进行了所述逻辑卷的恢复时，也使所述最新世代信息递增。
4.根据权利要求1所述的存储系统，其特征在于，
所述控制器在所述逻辑卷中进行写入时，在所述池卷的新的区域中存储写入对象的数据，通过切换所述第一控制信息与所述第二控制信息的对应关系，将所述逻辑卷中的写入目的地的地址与写入对象的数据对应起来，并且将所述逻辑卷的世代与所述第二控制信息关联起来，
所述控制器将通过所述对应关系的切换而解除了与所述第一控制信息的对应关系的第二控制信息设为无效化对象，
如果成为无效化的对象的第二控制信息的世代与所述逻辑卷的所述第一控制信息所关联的世代相比一致时，所述控制器判定为能够无效化。
5.根据权利要求1所述的存储系统，其特征在于，
所述控制器管理最新世代信息，
所述控制器在从所述快照进行了所述逻辑卷的恢复时，复制恢复源的快照的第一控制信息并与所述逻辑卷对应起来，使所述最新世代信息递增，
所述控制器将在所述恢复之前与所述逻辑卷对应的第一控制信息的世代信息确定为无效化的对象世代，
所述控制器对于与所述对象世代的第一控制信息相对应的第二控制信息，在与第二控制信息相关联的世代比所述对象世代的直系中的早1个世代的世代晚，并且也未从所述对象世代的直系中的晚1个世代的世代接受参照时，判定为能够无效化。
6.根据权利要求1所述的存储系统，其特征在于，
所述控制器在删除了所述快照的情况下，将与删除的快照的第一控制信息相关联的世代信息确定为无效化的对象世代，
所述控制器对于与所述对象世代的第一控制信息相对应的第二控制信息，在与第二控制信息相关联的世代比所述对象世代的直系中的早1个世代的世代晚，并且也未从所述对象世代的直系中的晚1个世代的世代接受参照时，判定为能够无效化。
7.根据权利要求1所述的存储系统，其特征在于，
所述控制器在已使所述第二控制信息无效化时，使对应的数据无效化。
8.根据权利要求1所述的存储系统，其特征在于，
所述控制器管理最新世代信息，
所述控制器在针对所述逻辑卷生成可写入的快照时，生成禁止写入的第一控制信息和允许写入的第一控制信息，将生成快照前的所述最新世代信息设为所述禁止写入的第一控制信息的世代，并将所述禁止写入的第一控制信息的世代递增后的世代设为所述允许写入的第一控制信息的世代。
9.一种存储系统的数据复制方法，该存储系统具有对主机装置提供逻辑卷的控制器和存储数据的物理存储设备，并能够生成作为所述逻辑卷的复制的快照，
其特征在于，
所述控制器使用所述物理存储设备形成与所述逻辑卷对应的池卷，
所述控制器保持与所述逻辑卷以及所述快照相对应的第一控制信息以及与所述池卷上的数据相对应的第二控制信息，
所述控制器通过将所述第一控制信息与所述第二控制信息对应起来，管理所述逻辑卷以及所述快照的数据，
所述控制器通过与所述第一控制信息关联起来的世代信息管理所述逻辑卷和1个或多个快照的时间序列，
所述控制器对于所述池卷上的各数据，将表示该数据的生成的世代的世代信息与所述第二控制信息关联起来进行管理，
所述控制器与所述逻辑卷和/或所述快照所涉及的数据的处理异步地执行所述第一控制信息和/或所述第二控制信息的无效化，
所述控制器在进行所述无效化时，参照与所述第一控制信息关联起来的世代信息和与所述第二控制信息关联起来的世代信息来判定可否无效化。
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