CN1570842A - 存储装置系统 - Google Patents

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Abstract

过去，存储分层是由主计算机上的程序来实现，或是用逻辑磁盘单位来实现，所以，对计算机的依赖性高，在灵活系统的构成和管理的简化上存在限制。另外，也未兼顾到根据文件特性来优化配置文件。本发明提供一种解决装置，具有：存储装置，备有文件I/O接口控制装置和多个磁盘池。文件I/O接口控制装置，在磁盘池内的LU上、设定多个被称之为存储类的存储分层之一，在LU上来构成文件系统。文件I/O接口控制装置，根据文件的静态特性和文件的动态特性，将文件迁移到最佳的存储类的LU上。

Description

存储装置系统
技术领域
本发明，涉及计算机系统中所使用的存储装置系统。
背景技术
专利文献1中，公开了：在叫做分层存储装置的计算机中、连接了高速存储装置和低速存储装置的系统。在专利文献1中，将使用频度高的文件存储到磁盘装置等高速存储装置、将使用频度低的文件存储到磁带装置等廉价的低速存储装置。而后，利用管理每个文件的访问频度表，来决定哪个文件配置到即存储到哪个存储装置。
另外，在专利文献2中，公开了：在磁盘阵列子系统所代表的、连接到计算机所使用的存储装置的内部、构成了处理速度和存储容量不同的多个逻辑存储装置的系统。公开了：存储装置，将对于存储装置所存储的数据的、来自计算机的访问频度，作为统计信息来管理，根据这个统计信息、将访问频度高的数据移动到更高性能的逻辑存储装置的技术。
[专利文献1]特开平9-297699号公报(第3-4页、图1)
[专利文献2]特开平09-274544号公报(第3页、图6、7)
现有技术中的第一个课题，是对被连接到存储装置的计算机的依存度高，在系统构成上有制约，难以简化系统管理。
在专利文献1中，是由在计算机上执行的软件来实现分层存储控制的。此处所谓的分层存储控制，是指这样的数据存储控制：使在处理速度和存储容量不同的多个存储区域中、根据数据的使用频度可以变更存储区域。亦即，所谓分层存储控制，是根据数据的使用频度等数据的特性、从处理速度和存储容量不同的多个存储区域中，选择适当的存储区域，让所选择的存储区域存储数据。但是，在将老计算机更换成新计算机的场合等、决定要变更系统构成时，由于不能继承软件的控制信息等原因，系统维护往往会变得困难。
在专利文献2中，虽然是以逻辑存储装置单位实施了分层存储控制，但没有公开，存储装置用来识别逻辑存储装置所存储数据的数据构造的技术和用来执行排他控制的技术。因而，多个计算机难以共享同一个逻辑存储装置，为了集约化由多个计算机所使用的存储装置、减少计算机系统的管理成本，在给每个计算机分配逻辑存储装置等、计算机系统的构成中要有一定的制约。
第2个课题是，难以进行适应数据的生命期和种类的数据的最佳配置。
在现有的技术中，是推断过去访问频度高的数据、将来访问频度也高，根据有关数据访问频度的统计信息和能高速访问的存储区域的使用容量、来决定存储数据的存储区域。而后，提高访问频度高的数据存在于能高速访问的存储区域的几率，以此，来谋求处理效率的提高。但是，没有公开：考虑依存于数据的生命周期亦即从文件生成后的经过时间、和生成或使用数据的应用的种类和数据自身的种类的数据特性的不同、来决定存储数据的存储区域的技术。
第三个课题，是分层存储控制的效果小。
在专利文献1中，虽然是利用磁带和磁盘的容量差和价格差、来实行分层存储控制的，但，近年来，磁带和磁盘的容量差和价格差在缩小，随之由分层存储控制所形成的成本优化、低成本化的效果在变小。再者，磁带的访问速度比起磁盘的访问速度来非常慢，所以，难以将磁带用于在线访问用的存储装置。
在专利文献2中，虽然是利用磁盘的RAID结构的不同所形成的价格差和性能差来实行分层存储控制的，但价格差只是由于RAID构成中的冗余度之差而引起的，所以，只能期望得到光是冗余度之差部分的低成本化。
发明内容
本发明的目的是，提供不依赖于主计算机中所执行的OS和应用、可以执行关于文件存储位置的分层存储控制的控制方法或存储装置系统。
本发明的另外的目的是，提供可以由多个计算机共享文件的分层存储控制方法、或执行分层存储控制的存储装置系统。
本发明的另外的目的是，提供可以执行适应文件的特性的分层存储控制的控制方法或存储装置系统。
本发明的另外的目的是，提供低成本化的效果高的分层存储控制方法、或执行分层存储控制的存储装置系统。
存储装置系统，具有：特性不同的多个存储区域，和从一个或多个计算机接收具有文件识别信息的访问请求的接口控制装置，和用来访问由识别信息所指定的存储有文件的数据的存储区域的接口控制装置；接口控制装置，根据文件的特性，控制要将文件的数据存储到多个存储区域中之一。
附图说明
图1是表示适用本发明的计算机系统的构成例子图。
图2是表示存储装置外观的一个例子图。
图3是表示适配器板外观的一个例子图。
图4是表示NAS通道适配器构成的一个例子图。
图5是表示文件系统控制用内存中所存储的程序的一个例子图。
图6是表示磁盘阵列控制用内存中所存储的程序的一个例子图。
图7是表示磁盘池和LU和文件系统间的对应关系的一个例子图。
图8是表示存储器类管理表的一个例子图。
图9是表示文件名管理表的一个例子图。
图10是表示文件存储管理表和缓存管理表的一个例子图。
图11是表示文件特性信息管理表的一个例子图。
图12是表示文件存储管理表的一个例子图。
图13是表示适用本发明的系统的第二构成例子图。
图14是表示适用本发明的系统的第三构成例子图。
图15是表示适用本发明的系统的第四构成例子图。
图16是表示NAS节点的构成例子图。
图17是表示光纤通道节点的构成例子图。
图18是表示IP节点的构成例子图。
图19是表示磁盘阵列节点的构成例子图。
图中
1：存储装置
1100：NAS通道适配器
1110：光纤通道适配器
120：磁盘控制适配器
13：共享内存
14：超高速缓存存储器
15：共享内存控制器
16：超高速缓存存储器控制器
170：磁盘池
400：NAS主机
500：SAN主机
20：LAN
21：LAN
30：SAN
35：SAN
具体实施方式
下面，说明本发明的实施方式。再者，本发明不受本实施方式的限定。
[实施方式1]
系统构成的一个例子(图1)
图1，是表示适用于本发明的、包含存储装置系统(下面，也称作存储装置1)的一个例子的图。下面，x表示任意的整数。
存储装置1，是具有磁盘控制器11(下面，称作「DKC」)和多个磁盘装置(下面，简单称作磁盘)170x、171x的磁盘阵列系统。在本实施方式中，存储装置1备有2种类型的磁盘170x、171x。170x是备有光纤通道(下面，称作「FC」)型的接口的FC磁盘，171x是备有serial AT Attached(下面，称作「SATA」)型的接口的SATA磁盘。而后，多个FC磁盘170x，构成FC磁盘池0(170)，多个SATA磁盘171x构成SATA磁盘池1(171)。后面将叙述磁盘池的细节。
下面，来说明存储装置1的DKC11的构成。DKC11具有：一个或多个NAS通道适配器110x、一个或多个光纤通道适配器111x、多个磁盘适配器12x、共享内存13(下面，称作「SM」)、共享内存控制器15(下面，称作「SMC」)、超高速缓存14(下面，称作「CM」)、超高速缓存控制器16(下面，称作「CMC」)。
NAS通道适配器(下面，称作「CHN」)110x，是用文件I/O接口连接到与局域网(下面，称作LAN)20和LAN21相连接的计算机40x(下面，称作NAS主机)的接口控制装置。
光纤通道适配器111x(下面，称作「CHF」)，是用块I/O接口与连接到存储域网络(下面，称作「SAN」)30的计算机50x(下面，称作SAN主机)相连接的接口控制装置。下面，将CHN和CHF合在一起称作通道适配器(下面，称作「CH」)。
磁盘17x被连接到磁盘适配器12x。各个磁盘适配器(下面，称作「DKA」)12x，控制向被连接到本身的一个或多个磁盘17x的输入输出。
SMC15被连接到CHN110x、CHF111x、DKA12x以及SM13。SMC15控制与CHN110x、CHF111x、DKA12x和SM13之间的数据传送。CMC16，与CHN110x、CHF111x、DKA12x以及CM14相连接。CMC16控制与CHN110x、CHF111x、DKA12x和CM14之间的数据传送。
SM13存储有磁盘池管理表131。磁盘池管理表131，是被用于来管理磁盘池的构成的信息。
LAN20和21，与CHN110x和NAS主机40x相连接。一般，在LAN中使用Ethernet(注册商标)。SAN30，与CHF111x和SAN主机50x相连接。一般，在SAN中使用光纤通道。但是，也可以作为SAN使用IP网络、在SAN所连接的设备间使用IP包封装并发送遵照SCSI协议的SCSI命令的iSCSI。SAN35，在本实施方式中，是用来连接存储装置的专用的SAN，在SAN35中，没有连接着SAN主机。
在存储装置1中，所有的CH，经由CMC16或SMC15，可以访问CM14、SM13、所有的DKA12x、以及所有的磁盘17x。
再者，图1所示的存储装置1，具有用来连接到SAN主机50x的SAN接口(CHF111x)和、用来连接到NAS主机40x的NAS接口(CHN110x)两者，但本实施方式，存储装置1即使是只有NAS接口的场合，也是可以实施的实施方式。
(2)存储装置1的外观例子(图2)
图2，是表示存储装置1的外观的一个例子图。
DKC单元19，收纳作为DKC11的构成要素的、CHN110x、CHF111x、DKA12x、SM13以及CM14。SM13，实际上，是由多个控制器板13x构成的。另外，CM14也是由多个高速缓存板14x构成的。存储装置1的使用者，可以增减这些板的块数，来构成具有所希望存储容量的CM14或SM13的存储装置1。磁盘单元(下面，称作「DKU」)180以及DKU181，收纳磁盘池170和磁盘池171。
在插槽190中，收纳做入了CHN110x、CHF111x、DKA12x、控制器板13x以及超高速缓存板14x等的适配器板。在本实施方式中，插槽190的形状、适配器板的尺寸、以及插座的形状，与适配器板的种类和接口的种类无关、将其做成一定，以使其具有互换性。因而，在DKC单元19中，不管哪种类型的适配器板、哪种类型的接口，可以将任意的接口板装填到任意的插槽190中。另外，存储装置1的使用者，可以自由选择CHN110x和CHF111x的适配器板的数目，将所选择数目的CHN和CHF装填到DKC单元19的插槽中。
(3)做入了CHN110x的适配器板(下面，称作「NAS板」)的外观构成的一个例子(图3)。
图3，是表示NAS板的外观构成的一个例子图。插座11007，与DKC单元19所拥有的插座相连接。接口插座2001，对应于以太网(注册商标)，可以与以太网(注册商标)相连接。
在本实施方式中，如上所述，适配器板的插座的形状与适配器板的种类无关是一定的，所以，做入了CHN110x的适配器板和做入了CHF111x的适配器板具有同样形状的插座。再者，在做入了CHF111x的适配器板的场合，将接口插座2001做成为：对应于光纤通道、可以与光纤通道连接。
NAS板(或CHN)的构成的一个例子(图4)
图4，是表示CHN110x的构成的一个例子图。文件访问控制用CPU11001，是控制文件访问的处理器。LAN控制器11002，经由接口插座2001与LAN相连接，控制LAN间的数据的接收发送。文件访问控制用内存11004，与文件访问控制用CPU11001相连接。在文件访问控制用内存11004中，存储有文件访问控制用CPU11001执行的程序、和控制数据。
磁盘阵列控制用CPU11008，是控制磁盘阵列的处理器。此处，所谓的磁盘阵列，是指由多个磁盘构成的存储装置的意思。将特别是在多个磁盘中至少在一台以上中存储冗余数据、而具备了抗故障性的磁盘阵列的结构称作RAID。关于RAID后面将要叙述。磁盘阵列控制用内存11009，与磁盘阵列控制用CPU11008相连接，存储有磁盘阵列控制用CPU11008执行的程序、和控制数据。SMI/F控制电路11005，是控制由CHN110x访问SM13的电路。CMI/F控制电路11006，是控制由CHN110x访问CM14的电路。CPU间的通信电路11007，是文件访问控制用CPU11001为了访问磁盘和与磁盘阵列控制用CPU11008进行通信时所使用的通信电路。
再者，在本实施方式中，示出了：在CHN上装入了文件访问控制用CPU11001和磁盘阵列控制用CPU11008等2个处理器的、非对称型的多处理器的结构的例子。但是，既可以构成并安装CHN、使之能用单一的处理器来执行文件访问控制和磁盘阵列控制，也可以作为用两个以上的处理器对等地执行文件访问控制和磁盘阵列控制的对称型多处理器结构来安装CHN。
再者，CHF110x的构成，是将作为图4上半部分所示的构成要素的LAN控制器11002和文件访问控制用CPU11001和文件访问控制用内存11004和CPU间的通信电路11007置换成光纤通道控制器的结构。
文件访问控制用内存中所存储的程序一个例子(图5)
图5，是表示CHN110x具有的文件访问控制内存11004中所存储的程序和控制数据的一个例子图。操作系统程序110040，被用于程序整体的管理和输入输出控制。LAN控制器驱动程序110041，被用于LAN控制器11002的控制。TCP/IP程序110042，被用于作为LAN上的通信协议TCP/IP的控制。文件系统程序110043，被用于存储装置中所存储的文件的管理。网络文件系统程序11044，被用于用来将存储装置中所存储的文件、提供给NAS主机40x的协议NFS和CIFS等的控制。卷控制程序110045，被用于用来将在磁盘池17x中所设定的、作为存储区域的一个单位的多个逻辑磁盘单元(下面，称作「LU」)组合起来构成逻辑卷的控制。CPU间的通信驱动程序110046，被用于用来在文件访问控制用CPU11001和磁盘阵列控制用CPU11008之间进行通信的CPU间的通信电路11007的控制。
在文件系统程序110043中，包含：
在使用文件时，执行文件打开处理的文件打开处理部1100431；
在接收到文件访问请求时，执行遵从访问请求的处理的请求处理部1100432；
将文件分块、并决定块在磁盘上的存储位置，管理块的存储位置的文件存储管理部1100433；
管理块和内存上所构成的缓存器之间的对应关系的缓存器管理部1100434；
用于用来管理存储有构成文件的块的、磁盘上的存储区域的地址的文件存储管理表1100435；
用于用来管理被打开文件的文件名、和用于用来访问该文件的文件存储管理表1100435的文件称号的文件名管理表1100436；
用来管理构成文件的块的、表示在缓存器内的存储区域的缓存器地址的缓存器管理表1100437；
存储文件种类、生成文件的应用程序、文件的生成者的意图等文件静态特性，和随文件的生命周期而变化的文件的价值和文件的访问特性等文件的动态特性的文件特性信息表1100438；
在执行用来在LU间移动文件的处理时所用的迁移管理部110043A；
在每个在存储池内所构成的LU中，登录有后面所述的存储类和存在LU的存储装置的识别信息的存储类管理表1100439。
磁盘阵列控制用内存的构成(图6)
图6，是表示在磁盘阵列控制用内存11009中所存储的程序的一个例子图。操作系统程序110090，被用于程序整体的管理和输入输出控制。磁盘阵列控制程序110091，被用于在磁盘池17x内构筑LU，或处理来自文件访问控制用CPU11001的访问请求。磁盘池管理程序110092，被用于用来用SM13中所存储的磁盘池管理表131的信息管理磁盘池17x的构成。CPU间通讯驱动程序110093，被用于用来在文件访问控制用CPU11001和磁盘阵列控制用CPU11008之间进行通信的CPU间通信电路11007的控制。超高速缓存控制程序110094，被用于CM14中所存储的数据的管理和判定超高速缓存命中/失中等的控制。DKA驱动程序110095，被用于用来在访问LU时、与控制构成该LU的磁盘170x和171x的DKA12x进行通信。
磁盘池的构成(图7)
图7，是表示磁盘池的构成例子图。
在FC磁盘池170中，设定有LU0(50)、LU1(51)等2个LU。LU0(50)，由DK000、DK010两台FC磁盘构成，DK000、DK010构成了RAID1。LU1(51)，由DK001、DK002、DK003、DK004、DK005等五台FC磁盘构成，这五台FC磁盘，构成了4D+1P的RAID5。所谓RAID1和RAID5，是指在各自磁盘阵列中的数据的配置方法，详细的记载在1988年召开的ACM SIGMOD会议的报告文集p.109-116中所刊登的、D Patterson和另外2人著的、「ACase for RedundantArray of Inexpensive Disks(RAID)」中。在RAID1构成的LU0中，2台FC磁盘DK000和DK010是镜像关系。另一方面，RAID5构成的LU1，由：存储由主计算机所访问的存储文件数据的数据磁条的一个或多个磁盘、和存储用于用来恢复数据磁条中所存储的数据的奇偶校验磁条的一个或多个磁盘构成。LU1是4D+1P的RAID5结构，「4D+1P」是表示由4个数据磁条和1个奇偶校验磁条构成的RAID5。下面，用同样的表示来表示RAID5结构的LU中的数据磁条数和奇偶校验磁条数。
在SATA磁盘池171中，设定了LU2(52)。LU2(52)由DK100、DK101、DK102、DK103、DK104、DK110、DK111、DK112、DK113等9台SATA磁盘构成，这9台SATA磁盘构成8D+1P结构的RAID5。
假定各磁盘的容量为140GB，那么，LU0(51)、LU1(52)、LU2(53)具有可用的容量依次为：140GB、560GB、1120GB。
再者，在各LU中设定、构筑了独立的本地文件系统LFS0(60)、LFS1(61)、LFS2(62)。
存储类管理表(图8)
图8，是表示具有CHN110x的文件访问控制内存11004中所存储的存储类管理表1100451的构成例子图。存储类管理表1100451，是通过文件访问控制用CPU执行文件系统程序110043、参照在SM13上的磁盘池管理表131中所存储的信息来做成的。
对磁盘池管理表131没有图示出来，但磁盘池管理表131被存储在SM13中、关于所有CH具有与存储类管理表1100451相同的信息。亦即，某个CHN110x的文件访问控制内存11004中所存储的存储类管理表1100451，在具有的磁盘池管理表131的信息之中，关于有关相应CHN110x使用的LU的信息、是将存储类作为关键字重新排列的。
下面，来说明存储类管理表的结构。在StorageClass栏(1100451a)中，存储表示存储类的信息。在StorageNode#栏(1100451b)中，存储构成相应存储类的存储装置的识别序号(叫做存储节点号)。在DiskPOOL#栏(1100451c)中，存储构成相应存储类的磁盘池的序号。在LU#栏(1100451d)中，存储在相应磁盘池中所设定的LU的序号。在LUType栏(1100451e)中，存储表示LU是被设定在了相应存储装置的内部(本地)还是外部(远程)、和在LU内是否设定了文件系统的信息。亦即，在LU存在在存储装置内的场合，将“Local”登录到LU Type栏，在LU存在在其他存储装置内的场合，将“Remote”登录到LU Type栏；在LU中构筑了文件系统的场合，将“File”登录到LU Type栏，而在LU中没有构筑文件系统的场合，将“Block”登录到LU Type栏。在RAIDConf.栏(1100451f)中，存储：表示构成相应LU的磁盘阵列的RAID级别和、奇偶校验组内的数据纪录和奇偶校验纪录的数目等、磁盘阵列的结构的信息。UsableCapacity栏(1100451g)和UsedCapacity栏(1100451h)，分别存储表示相应LU的总存储容量和使用中存储容量的信息。
所谓存储类，是指按数据的存储的不同用途所设置的存储区域的分层的属性，在本实施方式中，定义了OnLine Storage、NearLine Storage、Archive Storage等3个属性。另外，关于OnLine Storage，作为副属性定义了Premium、Normal。OnLine Storage，是适于存储在线访问中的文件或、生成过程中的文件等、被频繁访问的文件的数据的、在LU中所设定的属性。特别，Premium是适合存储要求快速响应的数据的、在LU中设定的属性。NearLine Storage是适合存储不非常频繁使用不过偶尔会访问的文件的数据的、在LU中设定的属性。ArchiveStorage，是适于存储基本上是不被访问、用来长期保存的文件的数据的、在LU中所设定的属性。
在图8中，表示出了，在存储装置1(称作STR0)具有的FC磁盘池170中存在有OnLine Storage(Premium)类的LU0(50)和OnLine Storage(Normal)类的LU1(51)。另外，在同一存储装置1(STR0)内的、SATA磁盘池170中，存在NearLine Storage类的LU2(52)。另外，在另外的存储装置(STR1)中，在SATA磁盘池中存在Archive Storage类的LU3(53)。再者，后面将叙述在不同的存储装置中构筑磁盘池的例子。
(9)文件名管理表(图9)
在图9中，表示在文件访问控制用内存11004中所存储的文件名管理表1100436的一个例子。文件名管理表是每个文件系统中所准备的表、文件名和文件称号，为了能容易进行检索，以树型结构来存储。当文件被NAS主机访问的时候，CHN从NAS主机接收的访问请求中包含有文件名。CHN利用这个文件名、来检索文件名管理表11004、取得对应于文件名的文件称号后、可以参照该文件称号与对应附加的文件存储管理表1100435。
再者，文件名管理表，被存储在对应文件名管理表构筑的文件系统的LU上，必要时被读入内存后由文件访问控制用CPU来使用。
(10)文件存储管理表(图10)
图10，是表示文件存储管理表1100435和缓存管理表1100437的一个例子图。文件存储管理表，对于每个文件在文件访问控制用内存中被准备好、是管理文件的存储地址的表。文件存储管理表，通过指定表示文件的文件称号被参照。
在文件特性信息管理表栏中，存储有用来参照关于对应的文件的文件特性信息管理表1100438的指针。大小表示文件的字节单位的大小。块数，表示在将文件分割成称之为逻辑块的块进行管理的时使用的逻辑块的数目。另外，每个存储文件的逻辑块中，存储有指向关于该逻辑块的缓存器管理表1100437的指针。
缓存器管理表1100437，每个逻辑块存在一个，存储有以下内容：在散列链接栏中，存储有指向用来快速判断缓存器是否有效的散列表的链接指针。在等待队列链接栏中，存储有用来形成等待队列的链接指针。在标志栏中，存储有表示缓存器的状态，即是否存储有有效的数据、是否正在使用缓存器、缓存器的内容是否未反映在磁盘中等标志。在设备序号栏中，存储有存储的逻辑块的存储装置的识别符和LU的识别符。在块序号栏中，存储有表示用设备序号所表示的存储装置内的、逻辑块的存储位置的磁盘地址序号。在字节数栏中，存储在逻辑块中存储的有效数据的字节数。在缓存器大小栏中，存储有本缓存器的字节单位的大小。在缓存器指针栏中，存储有指向物理缓存器的指针。
再者，文件存储管理表，被存储在存储对应的文件的LU中、必要时读入内存后使用。
(11)文件特性信息管理表(图11)
图11，是表示文件访问控制用内存11004中存储的文件特性信息管理表1100438的一个例子图。文件特性信息管理表，存储静态特性信息和动态特性信息。静态特性信息，在构成了文件时决定，是其后也被继承的信息。当然，也可以有意地变更静态特性信息，但在此时以外不能变更。动态特性信息，是在文件被做成之后，伴随时间的推移逐渐被变更地信息。
(12)静态特性信息
在静态特性信息中，有文件信息种类和策略种类。
在文件信息种类中，包含文件的基础信息，在文件信息种类中，文件种类，表示文本文件、文档文件、图像文件、动画文件、语音文件等相应文件的种类。应用程序，表示生成了相应文件的应用程序。生成日期，表示最初生成文件的日期。作为生成日期不仅可以登录生成文件的日期也可以登录生成文件的时间。属主表示生成文件的用户名。访问识别符表示相应文件的访问许可范围。
策略种类，是由生成文件的用户或应用程序设定的信息，是就其文件的存储条件等、由用户或应用程序指定的信息。初始存储类，是表示在最初将文件存储到存储装置时、要存储该文件的LU的存储类的信息。资产价值类型，表示相应文件的资产价值。生命周期模式，表示在预先所定义的生命周期模式中、适用于相应文件的模式。迁移方案，表示预先所定义的有关文件的移动(下面，称为迁移)方案中、适用于相应文件的方案。
此处，所谓的资产价值，是指定文件具有怎样的重要性和价值的属性。作为资产价值譬如可以指定「特别重要」、「重要」、「普通」等属性。例如，「重要」以上的属性的文件，可以将存储在属于Premium属性的存储类的LU上等、资产价值作为存储类选定时的补充基准、或没有指定生命周期模式时的存储类选定的基准来使用。
在下面本实施方式的说明中，是假定「重要」以上的文件存储在属于「Premium」类的存储类的LU上。当然，本发明，不受这样的假定的限制，在选择存储文件的LU的存储类时，也可以用不同的基准。
所谓生命周期，是将文件的使用状况随时间推移而变迁的现象，比拟做人的一生来命名：将生成数据的时期叫做诞生，更新或利用数据的时期叫做成长，将很少更新、以参照数据为主的时期叫做成熟，而后将到了很少使用要保管数据的时期叫做老龄。所谓生命周期模式，是来定义文件度过什么样的生命周期的。最通用的定义方法，是用文件生成后的经过时间来定义。举一个例子，有将频繁更新的「成长期」或「更新期」定义为1个月、将参照成为主体的「成熟期」或「参照期」定义为1年、将其后定义为「老龄期」或「保管期」的方法。下面，将这个定义称为「模式1」、并用于以下的说明。通过变更生命周期模式的时间间隔、或定义具有更细分辨率的期间，可以定义各种各样的生命周期模式，并从多个生命周期模式中选择某个生命周期模式来使用。也可以准备在特定的文件种类中适用特定的生命周期模式、或针对在每个应用中其应用程序生成的文件适用的生命周期模式。再者，在生命周期模式名称中，有采用对应于人的一生的「成长期」「成熟期」「老龄期」这样的表述的场合，和采用基于文件行为的「更新期」「参照期」「保管期」这样的表述的场合。下面，在本实施方式中，为了明确行为决定采用后者。
所谓迁移，是定义遵照生命周期、将文件移动到什么样的存储类的LU。举一个例子，有将「更新期」的文件存储到OnLine Storage类的LU、将「参照期」的文件存储到NearLine Storage类的LU、将「保管期」的文件存储到ArchiveStorage类的LU的定义方法。下面，将这个定义称为「方案1」、并用于以下的说明。除这个方案以外，还定义为将「更新期」的文件存储到OnLineStorage(premium)类、将「参照期」的文件存储到OnLine Storage(Normal)类，或者，照原样将「保管期」的文件存储到NearLine Storage类等、各种各样的方案，可以从其中选择方案使用。也可以准备在特定的文件种类的文件中适用特定的迁移方案、或适用于在每个应用程序中该应用程序生成的文件的迁移方案。
(13)动态特性信息
在动态特性信息中，有访问信息种类和生命周期信息种类。
在访问信息种类中，包含文件的访问统计信息。在访问信息种类中，时间戳记表示最后读写文件的日期和时间与最后更新文件的文件存储管理表的日期和时间。访问计数器，表示对文件总的访问次数。读计数器、写计数器，分别表示读文件的次数、写文件的次数。读长度、写长度表示文件的读时和文件的写时在各自中的数据传送长度的平均值。连续读计数器、连续写计数器，表示读时和写时在各自中的、在连续的多个的2次访问之间地址连续性、即具有连续性场合的次数。
在生命周期信息种类中，包含文件的生命周期相关的信息。在生命周期信息种类中，现行生命周期，表示「更新期」、「参照期」、「保管期」等、在当前时刻的文件的生命周期中的所处的位置。现行存储类，表示在当前时刻设定了存储有文件的LU的存储池的存储类。
上面，在图11示出了文件特性信息的一个例子。但，除此而外，还可以定义各种各样的特性信息存储到文件特性信息管理表1100438。另外，也可以做成根据需要、只使用这些特性信息的一部分的实施方式。
(14)文件初始配置：文件打开处理
下面，就最初将文件存储到存储装置的初始配置处理时所进行的文件打开处理进行说明。
假定NAS主机0(400)生成了文件abc.doc。
NAS主机0(400)，对CHN0(1100)发布文件abc.doc的打开请求。在打开请求中，作为用来识别文件的识别信息、包含文件名。为了文件的从新存储执行这次的打开处理，所以，NAS主机0(400)，作为文件特性信息的静态特性信息、与打开请求一起将在文件信息种类和策略种类中包含的以下信息发送给CHN0(1100)。所发送的信息，是：作为包含在文件信息种类中的信息：文件种类「文档」、生成文件的应用程序「XYZ单词」、访问识别符「-rw-rw-rw-」，和作为包含在策略种类中的信息：初始存储类「未指定」、资产价值类型「重要」、生命周期模式「模式1」、迁移方案「方案1」。
CHN0(1100)，经由LAN控制器11002从NAS主机接收文件的打开请求，文件访问控制用CPU11001执行文件系统程序110043。
一旦执行文件系统程序110043，由文件访问控制用CPU11001的控制，根据文件名的目录信息，就被特别指定：所接收到的打开请求，是对本地文件系统LFS0(60)的访问请求。而后，文件打开处理部1100431，参照LFS0(60)的文件名管理表1100436、检索abc.doc。其结果，判明为：abc.doc是在文件名管理表1100436中还没存在的、要从新被存储的文件，所以，文件打开处理部1100431，将abc.doc登录到文件名管理表并分配文件称号。
接着，文件存储管理部1100433让文件abc.doc与所分配的称号对应起来生成文件存储管理表1100435。
接着，文件存储管理部1100433，生成文件特性信息管理表1100438，在文件存储管理表1100435中附加上关联之后(即在文件存储管理表中存储了指向文件特性信息管理表的指针之后)，将从NAS主机0取得的文件特性信息的静态特性信息和文件的生成日期、属主，存储到文件特性信息管理表1100438。而后，将文件存储管理表和文件特性信息管理表，写入构筑了这个文件所属的文件系统的LU上。
其后，CHN0(110)将文件称号返回给NAS主机0并结束打开处理。
(15)文件初始配置：数据写处理
下面，就文件的初始配置处理时所进行的数据写处理进行说明。
NAS主机0(400)，为将文件abc.doc的数据存储到存储装置1、用在打开处理获得的文件称号将写请求发送给CHN0(1100)。
在CHN0(1100)中，一旦接收写请求，文件访问控制用CPU11001执行文件系统程序110043，用与打开处理同样的方法，特别指定：这个写请求是对本地文件系统LFS0(60)的访问请求。
文件系统程序110043的请求处理部1100432，根据接收到的访问请求内所包含的信息，解释该访问请求是写请求，利用在写请求内所指定的文件称号，获得在该文件称号中被附加了对应关系的文件的文件存储管理表1100435。
接着，文件存储管理部1100433，确保存储数据所必要的缓存器，同时，决定文件在磁盘上的存储位置。
在决定存储位置时，文件存储管理部1100433，要参照文件特性信息管理表1100438的静态特性信息。此处，成为写请求对象的文件abc.doc的生命周期模式是「模式1」，接收到的写请求是文件的初始配置时的访问请求，所以，是文件生成后的1个月以内的访问，故此，文件存储管理部1100433，特别指定为文件abc.doc的现行生命周期是「成长期」。另外，初始存储类为「未指定」、资产价值为「重要」，所以，文件存储管理部，作为要存储文件abc.doc的存储池的存储类选择「OnLine Storage(Premium)」。
接着，文件存储管理部1100433，参照存储类管理表1100439，决定：将文件存储到由在存储类「OnLine Storage(Premiun)」中相应的、存储节点「STR0(自存储装置1)」、DiskPool#「FC磁盘池1700」、LU#「LU0(即本地文件系统LFS0)」所特别指定的LU中。而后，文件存储管理部1100433，在适当的算法之下，把文件内的数据分割成一个或多个逻辑块，决定每个逻辑块LU0上的存储地址，生成缓存器管理表100437，登录所决定的存储地址，在文件存储管理表1100435的缓存器管理表项中，存储指向所生成的缓存器管理表的指针。进而，文件存储管理部1100433，将信息存储到文件存储管理表1100435的其余的表项。再者，在本实施方式中，文件存储管理表的链指向的表项都设成NULL。
而后，文件存储管理部1100433，就文件特性信息管理表1100438的动态特性信息的生命周期信息种类，将现行生命周期设定为「更新期」、将现行存储类设定为「OnLine Storage(Premium)」。另外，文件存储管理部1100433，就被包含在动态特性信息种类中的信息，经过适当地计算之后，登录到文件特性信息管理表。
请求处理部110432，执行遵从接收到的写请求的处理，由文件访问控制用CPU11001执行LAN控制器驱动程序110041、TCP/IP程序110042、网络文件系统程序110044的结果，从NAS主机0(400)将写数据传送到CHN0(1100)，并一次存储到文件访问控制用内存11004的缓存器中。其后，由文件访问控制用CPU11001执行CPU间通信驱动程序110046，结果，用适当的定时将写请求传送给磁盘阵列控制用CPU。接收到写请求的磁盘阵列控制用CPU11008，将写数据一次超高速缓存到CM14，对于来自NAS主机0(400)的写请求返回结束响应。
其后，用适当的定时，在控制构成LU0的磁盘的DKA120的控制下，将写数据存储到相应磁盘。
像上面那样，根据文件的静态特性信息，可以将文件初始配置到属于适当的存储类的存储区域。
(16)文件迁移处理(图12)
下面对文件的迁移处理进行说明。
文件系统程序110043的迁移管理部110043A，用事先所设定的定时、由文件访问控制用CPU来启动。
而后，迁移管理部110043A，对于作为迁移处理的对象事先所设定的本地文件系统，通过参照该文件系统中所包含文件的文件特性管理表，来调查成为迁移对象的文件是否存在。下面，就文件abc.doc成为迁移的对象的场合，具体地进行说明。
迁移管理部110043A，参照abc.doc的文件特性信息管理表1100438，比较生成日期和现在的日期与时间。假定如果距生成日期已经经过了1个月，静态特性信息的生命周期模式是「模式1」，由于经过了作为「更新期」期间的1个月时间，所以，迁移管理部110043A识别：现行生命周期已经从「更新期」变化到了「参照期」这一事实。
进而，由于迁移方案是「方案1」，所以，迁移管理部110043A识别：必须将文件从存储类为「OnLine Storage(Premium)」的LU移动到「NearLine Storage」的LU。
所以，迁移管理部110043A，参照存储类管理表1100439，决定：将相应文件移动到用属于「NearLine Storage」类的存储节点「STR0(即自存储装置1)」、DiskPool#「SATA磁盘池1710」、LU#「LU2(即本地文件系统LFS2)」所指定的LU。
其次，迁移管理部110043A，分别将文件特性信息管理表1100438的动态特性信息的、现行生命周期变更为「参照期」、现行存储类变更为「NearLineStorage」。
而后，迁移管理部110043A，定义供在存储装置STR(1)内部管理文件abc.doc时使用的、唯一的文件名(此处假定为FILF00001)。
文件打开处理部1100431，参照LFS2(60)的文件名管理表1100436，确认：FILF00001文件名还没有被登录到文件名管理表1100436，如果还没有被登录，就将文件名FILF00001登录到文件名管理表1100436，并分配文件称号。
其次，文件存储管理部1100433，让文件FILE00001与所分配的文件称号对应起来、生成文件存储管理表1100435和文件特性信息管理表1100438。在所生成的文件特性信息管理表1100438中，存储与abc.doc的文件特性信息管理表中所登录的内容相同的内容。而后，文件存储管理部1100433，将FILE00001的文件存储管理表和文件特性信息管理表写入到存储FILE00001的LU中。
接下来，文件存储管理部1100433，在确保存储FILE00001的数据所需要的缓存器区域的同时，决定用来存储该文件的LU2内的存储区域(或存储位置)。而后，用与上述的数据写处理时同样的方法，文件存储管理部1100433，生成缓存器管理表1100437后登录所决定的存储位置，并将指向所生成的缓存器管理表的指针登录到文件存储管理表1100435的缓存器管理表项。再者，在LFS2中所存储的文件FILE00001的文件存储管理表1100435的链指向项，全部设成为NULL。
另外，文件存储管理部1100433，如图12所示，将LFS0的abc.doc的文件存储管理表1100435的链指向节点名、链指向FS名、链指向文件名分别变更为STR0、LFS2、FILE00001。
接下来，请求处理部1100432，将abc.doc的数据从构成LU0的磁盘读入文件访问控制用内存11004内的缓存器。而后，将被读入到文件访问控制用内存11004内的缓存器中的该数据，作为被写入到构成LU2的磁盘中的FILE00001的数据，由上述的文件存储管理部1100433决定、由请求处理部1100432将其写出到在登录到缓存器管理表中的缓存器内的存储区域。
而后，文件存储管理部1100433，全部释放由LFS0的abc.doc的文件存储管理表1100435中所登录的指针可参照的缓存管理表，将NULL登录到这些缓存器管理表内的表项。
存储在缓存器中的FILE00001的数据，用与用适当的定时在上述的初始配置处理中的数据写处理同样的步骤，经由存储装置1的CM14，被存储到LU2。到此迁移处理结束。
如上述所述，若依据本实施方式，根据文件的迁移方案，就可以将文件迁移到考虑了文件的生命周期的适当的存储类的存储区域。
若依据本实施方式，可以不依赖于主计算机和主计算机所执行的应用程序、根据迁移的概念选择用来存储文件的LU，还可以变更存储文件的LU。结果，可以不依赖于主计算机实现：具有成本效果高的存储分层、亦即具有特性不同的多个存储区域的存储装置。
另外，由于是以文件为单位来执行数据的迁移的，所以，如果使用文件I/O接口，文件的迁移之后，也可以由多个主计算机来访问同一个文件。
进而，可以执行根据文件的种类和生成文件的应用程序的种类、文件生成者的意图(策略)等这些文件静态特性和文件的生命周期、价值、访问特性的变化等这些文件的动态特性的、基于文件的分层存储装置控制。
[实施方式2]
系统构成的一个例子(图13)
下面，利用图13来说明第2实施方式的系统构成的一个例子。在本实施方式中，在用网络将另外的存储装置1a(下面，称为STR1)与第1实施方式的存储装置1(下面，称为STR0)相连接的系统中，在存储装置间执行分层存储控制。
在图13中，存储装置STR1(1a)，是经由网络LAN20被连接到存储装置STR0(1)的另外的存储装置，其他的系统构成要素与图1是共同的。
在STR1(1a)中，NCTL0(1100a)和NCTL1(1101a)是NAS控制器，磁盘池0(170a)是被连接到NCTL0、NCTL1的磁盘池。
NAS控制器NCTLx，代替图4所示的第1实施方式的CHN1100的构成中的SM I/F控制电路11005和CM I/F控制电路11006、而具有用来连接磁盘池01700a的FC控制器11010a。另外，NAS控制器NCTLx，在NAS控制器内有超高速缓存存储器CM14a，还具有用作超高速缓存存储器CM14a控制电路的数据传送电路11011a。进而，NAS控制器NCTLx，具有数据传送电路11011a、并经由数据传送电路将NAS控制器1100a和NAS控制器1101a相互连接起来。在图13中，没有图示出NAS控制器NCTL1(1101a)的构成细节，因为，NAS控制器1101a与NAS控制器1100a具有同样的结构。再者，与在第1实施方式中说明过的CHN1100分配了相同编号的构成要素，具有与CHN1100的相应要素同样的构成、并具有同样的功能。
假定STR1，与STR0相比、是小型且低价格的存储装置。另外，如图3所示，STR1的NCTL0是由LAN20与STR0的CHN0来连接的。
向另外的存储装置的文件的迁移处理
下面来说明本实施方式的动作。
存储装置1(STR0)的CHN0(1100)，识别：在LAN20上连接有种类不同的存储装置1a(STR1)。不同的存储装置的识别，有根据由管理者事先所指定的信息来进行识别的方法，和通过给LAN20网段广播发送用于识别的命令、由有无反应的装置来进行识别的方法等。STR0的CHN0为了掌握STR1的构成，本身成为启动器，将用来采集信息的命令发布给STR1。在对于这个命令的来自STR1的响应中，包含有STR1所具有的磁盘池的种类和LU的构成，所以，通过参照这个响应，CHN0就可以识别：STR1拥有SATA磁盘池170a，在这个磁盘池170a内，拥有具有15D+1P的RAID5结构、2100GB容量的大容量低成本的FileType的LU。而后，STR0的CHN0决定：作为远程LU、亦即虽然存在于另外的存储装置STR1(1a)中、但作为自存储装置STR0(1)来管理的一个LU，来管理STR1拥有的LU。
CHN0将LU3的编号分配给STR1拥有的LU、另外，在这个LU内构筑的文件系统中分配远程文件系统RFS3的编号。另外，这个LU存在于大容量低成本的磁盘池中，所以，将这个LU的存储类设定为「Archive Storage」。而后，由CHN0的磁盘阵列控制用CPU11008的控制，将上述的磁盘池的种类、LU的构成、LU编号、存储类等、有关存在于STR1中的LU3的信息，存储到存储装置1(STR0)拥有的SM13的磁盘池管理表131。存储装置1拥有的CHN，通过文件访问控制用CPU11001执行文件系统程序110043，参照磁盘池管理表131，通过由磁盘池管理表131拷贝有关LU03的信息，可以将有关LU03的信息登录到文件访问控制用内存内的存储类管理表1100451。
下面，像在第1实施方式中说明过的那样，假定：NAS主机0(400)经由CHN0将文件abc.doc存储到STR0的LU0，其后由CHN0的控制将文件abc.doc迁移到了STR0的LU2，就其在本实施方式中、再次将文件abc.doc迁移到另外的存储装置STR1内的LU3上所执行的处理，仅说明与第1实施方式的不同点。
如在第1实施方式中说明过的，文件abc.doc，如图11、图12所示，现行生命周期是「参照期」、现行存储类是「NearLine Storage」、用FILE00001的名称将数据部存储到了在STR0的SATA磁盘池中所构筑的LU2上的LFS2。登录有文件名「abc.doc」的文件名管理表1100436和关于文件「abc.doc」的文件存储管理表1100435，存在于LFS0。亦即，在LFS0用的文件名管理表1100436以及LFS0内的文件用的文件存储管理表中，登录有关于abc.doc的信息。另一方面，文件特性信息管理表1100438，存在于LFS0和LFS2双方。再者，文件abc.doc的数据部，由于迁移到了构筑LFS2的LU2，所以，在构筑LFS0的LU0上不存在abc.doc的数据部。
STR0的迁移管理部110043A，参照abc.doc的文件特性信息管理表1100438，比较做成日期和现行日期与时间。假定迁移后已经经过了1年，因为abc.doc的静态特性信息的生命周期模式是「模式1」、所以，迁移管理部110043A，识别：经过了「参照期」期间的1年时间，现行生命周期已经从「参照期」变化到了「保管期」。而后，由于abc.doc的迁移方案是「方案1」，所以，迁移管理部110043A，识别：必须将这个文件从存储类为「NearLine Storage」的LU迁移到存储类为「Archive Storage」的LU。
接着，迁移管理部110043A，参照存储类管理表1100439，选择属于「ArchiveStorage」类的LU3后，决定将文件abc.doc移动到LU3。LU3具备有：存储节点为「STR1」(即另外的存储装置STR1a)、DiskPool#为「SATA磁盘池」、LU Type为「远程文件」等属性。
其次，迁移管理部110043A，分别将abc.doc的文件特性信息管理表1100438的动态特性信息的、现行生命周期变更为「保管期」、现行存储类变更为「Archive」。
其次，迁移管理部110043A，定义用来在存储装置STR0(1)内管理文件abc.doc的唯一的文件名(此处令其为STR1-FILE00001)。
迁移管理部110043A，本身犹如NAS主机一样动作，并对STR1发布文件STR1-FILE00001的打开请求。这次的打开处理，是对于STR1为了文件的从新存储所执行的打开处理。所以STR0，作为文件abc.doc的静态特性信息，将STR0在文件特性信息管理表内所拥有的信息包含在打开请求内，发送给STR1。但是，静态特性信息中只有初始存储类变更成「Archive」后发送，所以，STR0对于STR1，要明确指定：在最初要将文件STR1-FILE00001存储到Archive存储类。
STR1的NCTL0，经由LAN控制器11002a接收打开请求，文件访问控制用CPU11001a执行文件系统程序110003a。
一旦执行文件系统程序110043a，与第1实施方式同样，特别指定接收到的打开请求是对本地文件系统RFS3的访问请求，由文件访问控制用CPU11001a的控制，将STR1-FILE00001登录到文件访问控制用内存11004a内的文件名管理表1100436a后分配文件称号，并在文件访问控制用内存11004a内做成文件存储管理表1100435a和文件特性信息管理表1100438a、设定必须要登录到各个表内的信息。而后，NCTL0将对于STR1-FILE00001所分配的文件称号分发给CHN0的迁移管理部110043A，并结束打开处理。
其次，STR0的迁移管理部，与第1实施方式的数据写处理中的NAS主机同样，对STR1发布具有在打开处理中从STR1的NCTL0取得的文件称号的写请求，并请求将abc.doc的实数据(即也是FILE00001的实数据的数据)作为文件STR1-FILE00001的实数据来进行写。
STR1的文件存储管理部1100433a，确保为保存写数据所必需的缓存区域，决定文件的实数据在磁盘上的存储位置，另外，将从STR0接收到的写数据存储到缓存器。
在决定存储位置时，由文件存储管理部1100433a参照文件特性信息管理表1100438a的静态特性信息。此处，文件STR1-FILE00001的生命周期模式是「模式1」，文件生成后经过了1年1个月以上，所以，文件存储管理部1100433a特别指定为：STR1-FILE00001的现行生命周期是「保管期」。另外，文件存储管理部110043a特别指定为：初始存储类是由STR0所指定的「Archive Storage」。
而后，文件存储管理部1100433a，对于文件特性信息管理表1100438a的动态特性信息的生命周期信息种类，将现行的生命周期设定为「保管期」，将现行的存储类设定为「Archive Storage」。进而，文件存储管理部1100433a，适当地计算有关文件STR1-FILE00001的访问信息，更新文件特性信息管理表的访问信息种类内的信息。再者，在STR1-FILE00001的文件存储管理表1100435a的链指向项中全部登录NULL。
其后，由NCTL0的控制，用适当的定时，将文件STR1-FILE00001的数据部分存储到构成LU3的磁盘上。
到此STR1中的写处理结束，处理返回到STR0。
STR0的文件存储管理部1100433，将LFS2的FILE00001的文件存储管理表1100435的链指向节点名、链指向FS名、链指向文件名分别依次变更为STR1、LFS3、STR1-FILE00001。而后，文件存储管理部1100433，全部释放由在FILE00001的文件存储管理表1100435中所存储的指针所参照的缓存器管理表，将这些缓存器管理表的表项设成NULL。这样一来，文件abc.doc的数据部的实态，就从处于STR0的LFS2上的FILE00001、移动到了处于STR1的RFS3上的STR1-FILE00001。
以下，在从NAS主机发布了对文件abc.doc的访问请求的场合，STR0的CHN一旦参照LFS0的abc.doc的文件存储管理表就取得链指向节点名、FS名、文件名，根据取得的链指向的识别信息(即，STR0、LFS2、FILE00001)，参照LFS2的FILE00001文件存储管理表。而后，STR0的CHN，进而、由LFS2的FILE00001文件存储管理表再次取得链指向节点名、FS名、文件名，通过将指定取得的链指向的识别信息(即，STR1、LFS3、STR1-FILE00001)的访问请求发布给STR1的NCTL，摸索找到STR1的RFS3的STR1-FILE00001，经由STR1的NCTL可以访问abc.doc的数据部。
这样，在本实施方式中，为了访问迁移到了STR1具有的LU3内的文件，就必须要参照多个文件存储管理表，所以访问速度有些下降。但是在STR1具有的LU3中存储的文件，现行生命周期是「保管期」的文件，基本上是没有访问请求的文件，所以，在实用上没有问题。假定，即使是在对于「保管期」的文件的数据从主计算机发布了访问请求的场合，虽说是属于Archive类的文件但由于是存储在了磁盘内，所以若与传统的那样将文件存储到磁带的场合相比，不需要用于磁带控制的大量的访问时间，也无须将数据一次从磁带重新移动到磁盘，可以从存储数据的磁盘上的存储位置原封不动以实时方式取出数据。
如上所述，若依据本实施方式，根据生命周期来决定文件的存储位置，所以，在生命周期老了的「保管期」的文件中，选择适于保管的Archive存储类。
另外，可以将另外的存储装置连接到自存储装置，可以构成利用了每个存储装置的不同特点的存储分层。而后，遵照迁移方案，不仅可以将文件迁移到自存储装置内的LU，还可以迁移到另外的存储装置内的LU，与用1台存储装置实现分层存储控制的场合相比，可以进一步优化存储装置所花的成本。
另外，构成存储类为「Archive Storage」的LU的磁盘装置，可停止掉驱动、来实现低电耗，同时，还能延长磁盘寿命。
另外，进而还可以将低成本的存储装置连接到本实施方式的存储装置STR1，所以，通过在多个存储装置间设定更深的存储分层、并执行分层存储控制，可以进一步优化成本。
[实施方式3]
系统构成的一个例子(图14)
下面，利用图14来说明第3实施方式的系统构成的一个例子。在本实施方式中，与第2实施方式同样，在经由网络将另外的存储装置STR2(1b)连接到存储装置STR0(1)的系统中，执行在存储装置间的分层存储控制。与第2实施方式不同的是：连接存储装置间的网络，在第2实施方式中是LAN20，在存储装置间使用文件I/O接口，而在第3实施方式中，连接存储装置间的网络是存储装置间的连接专用的SAN35，在存储装置间使用块I/O接口。
在图14中，存储装置STR2(1b)，是与第2实施方式的存储装置STR1(1a)同样的小型构成的存储装置，但是取代第2实施方式中的存储装置STR1(1a)的NAS控制器NCTL0，具有SAN控制器FCTLx。FCTLx为了能连接到SAN35，备有FC控制器11012b，另外，不存在STR1那样的文件访问控制用CPU11001a及其外部电路、不进行文件控制。除此而外，在本实施方式中的存储装置STR2(1b)，与第2实施方式中的存储装置STR1(1a)具有同样的构成。
SAN35是用来连接存储装置STR0(1)和存储装置STR2(1b)的专用网络，在SAN35中没有连接SAN主机。再者，在本实施方式中为了简化说明，假定在连接存储装置间的网络SAN35中不连接SAN主机，另外，连接存储装置间的网络的个数也假定为1个。但是，也可以让SAN35连接SAN主机，另外，也可以将连接存储装置间的网络的个数做成多个来提高抗故障性能。
在本实施方式中，将存储装置STR2(1b)置于存储装置STR0(1)的控制下，来自NAS主机的文件访问经由存储装置STR0(1)到达存储装置STR2(1b)。下面，把这样的结构称为「异种存储装置连接」。
向另外的存储装置的文件迁移处理
下面，就其用来将STR0中所存储的文件迁移到STR2的处理，以与第2实施方式的不同点为中心进行说明。
存储装置STR0(1)的CHF1(1111)，识别：在SAN35中连接有作为异种存储装置的存储装置STR2(1b)。CHF1(1111)成为启动器、发布收集信息的命令，由此识别将STR2(1b)连接到了SAN35上的事实。CHF1(1111)，可以完全像是第1实施方式的自存储装置内部的磁盘池那样来使用STR2的存储区域。CHN0(1110)经由CHF1(1111)可以使用这个磁盘池。关于磁盘池的管理方法，后面叙述。存储装置STR0(1)的CHN0(1100)因为掌握STR2的构成，自身成为启动器，将用来采集信息的命令经由CHF1(1111)发布给STR2。而后，STR0的CHN0(1100)，经由CHF1(1111)接收对于命令的来自STR2的响应，从响应中所包含信息，识别：STR2拥有SATA磁盘池，拥有15D+1P、RAID5结构的、具有2100GB大容量的低成本的Block Type的LU，并决定作为远程LU来管理这个LU。另外，STR2具有的磁盘池，是大容量低成本的磁盘池，所以，STR0的CHN0(1100)决定将该磁盘池的存储类设定为「Archive Storage」。而后，STR0的CHN0(1100)，将LU4的编号分配给STR2内的LU，将有关该LU的信息、即：Storage Class#「Archive Storage」、Storage Node#「STR2」、DiskPool#「SATAPool」、LU#「LU4」、LU Type「远程块」、RAID Conf.「RAID5 15D+1P」、Usable Capacity「2100GB」等存储到SM13的磁盘池管理表131。在STR0的CHN0(1100)执行了文件系统程序的场合，参照磁盘池管理表131，由磁盘池管理表131将有关LU03的信息拷贝到文件访问控制用内存的存储类管理表1100451。
与第2实施方式同样，假定决定：STR0的CHN0(1100)的迁移管理部110043A要将文件abc.doc从NearLine存储类迁移到Archive存储类，下面，说明在该场合所执行的文件的迁移处理。
STR0的迁移管理部110043A，参照存储类管理表1100439，在「ArchiveStorage」中选择相应的LU4，决定将文件abc.doc迁移到LU4。LU4具有存储节点为「STR2」(即另外的存储装置1b)、DiskPool#为「SATA磁盘池」、LU Type为「远程块」等属性。
与第2实施方式不同，LU4的LUType为「块」型，所以，在L4中不存在文件系统。于是，CHN0(1100)所存储的文件系统程序在该L4中构筑本地文件系统LFS4。设定了LU4的磁盘池，从STR0来看，是另外存在的存储装置STR2，所以，是「远程」的磁盘池，LU4也是远程LU，但CHN0(1100)进行LU4内所设定的文件系统LFS4的控制，所以文件系统LFS4就变成为本地文件系统。
由于通过作为本地文件系统来管理LFS4，另外构筑LFS4的LU4又是存在于块类型的异种存储装置内的LU，所以，在本实施方式中，文件存储管理表的使用与第1和第2实施方式不同。即，STR0的CHN0(1100)的文件存储管理部1100433，在链指向节点名中分配「STR2」、在链指向FS名中分配「LFS4」、在链指向文件名中分配「STR2-FILE00001」，并将其设定到关于abc.doc的文件存储管理表中。再者，abc.doc已经以文件名FILE00001被迁移到了LU2，所以，CHN0(1100)，也可以将所分配的链指向节点名、链指向FS名、链指向文件名，设定到关于LFS2的文件FILE00001的文件存储管理表中。另外，LU4实际存在的STR2，不执行如上述的文件访问控制，所以，在STR2内不生成关于STR2-FILE00001的文件存储管理表。
通过执行CHN0(1100)的文件系统程序110043所进行的处理，除了发觉文件abc.doc的链指向节点(即存储文件abc.doc的实数据的存储位置)是STR2后进行的处理之外，文件的打开处理、写处理、迁移处理等都与在第1实施方式中所述的对于本地文件系统的处理是相同的。
但是，与将文件迁移到存在于自存储装置STR0内的LU的第1实施方式不同，在本实施方式中是将文件的数据移动到另外的存储装置STR2内的LU，所以，向磁盘的输入输出处理与第1实施方式不同。在第1实施方式中，STR0的DKA12x控制向磁盘的输入输出处理，但在本实施方式的构成中，是STR0的CHF1(1111)来进行控制。所以，在CHN0的磁盘阵列控制用内存11009中，存储有CHF通信驱动程序110096。磁盘阵列控制用CPU11008通过执行CHF通信驱动程序，来实现CHF通信驱动部。CHF通信驱动部，将磁盘输入输出命令(下面，称为I/O命令)发送给SM13。在这个I/O命令中，包含表示数据存储位置的地址信息。CHF1(1111)经由SM13接收这个I/O命令，根据接收到的I/O命令，经由SAN35将I/O命令发布给存储装置1b(STR2)。在CHF1(1111)发布的I/O命令中，包含有表示在存储装置1b(STR2)内的数据的存储位置的地址信息。存储装置1b(STR2)，用与由通常的主机接收到磁盘I/O命令的场合同样的步骤，处理由CHF1(1111)接收到的I/O命令。即，从STR2来看，是将STR0的CHF1作为主机来识别的。
若依据本实施方式，将具有块I/O接口的异种存储装置STR2所具有的磁盘池、作为存储装置STR0的磁盘池之一来使用，可以在存在于STR2所具有的磁盘池的LU上、构筑STR0管理的文件系统。进而，可以将在STR0内LU中所存储的文件迁移到STR2内的LU，可以构筑成本效果优良、灵活的存储分层。
[实施方式4]
系统构成的一个例子(图15)
下面说明第4实施方式。本实施方式，存储装置的构成与上述的实施方式不同。
图15，是表示本实施方式中的系统构成的一个例子图。存储装置STR3(1c)，备有DKC70和磁盘池。在DKC70中，SW71是开关，NNODE(72x)是具有用来连接到LAN的文件I/O控制机构的NAS节点，FNODE(73x)是具有用来连接到SAN的块I/O控制机构的FC节点，INODE(74x)是具有用来连接到IP网络的IP网络控制机构的IP节点，DNODE(75x)是具有用来连接磁盘池的磁盘控制机构的磁盘控制节点。在开关SW71中，连接有：一个或多个NNODE72x、一个或多个FNODE73x、一个或多个INODE74x、一个或多个DNODE75x。再者，让开关连接控制iSCSI的节点，也可以构筑IP SAN。控制iSCSI的节点与FNODE有同样的功能，并有同样的构成。
DNODE0和DNODE1，连接并控制FC磁盘池170和SATA磁盘池171等2种磁盘池0和磁盘池1。
INODE2和INODE3，与存在于存储装置STR3的外部的、是具有在第2实施方式中说明过的文件I/O接口的存储装置的、NAS型的异种存储装置STR1(1a)相连接。FNODE2和FNODE3，与存在于存储装置STR3的外部的、是具有在第3实施方式中说明过的块I/O接口的存储装置的、SAN型的异种存储装置STR2(1b)相连接。
NNODE的构成的一个例子(图16)
图16，是表示NNODE的构成的一个例子图。NNODE720，与取掉图4所示的CHN1100的CPU间通信电路11007以下的构成要素、代之以SW节点控制器7204的结构等价。关与其他的构成要素，在构成、功能上与CHN都是同样的。
SW节点控制器7204，是用来与SW71相连接的控制电路，将命令、数据和控制信息形成在存储装置STR3(1c)内部能接收发送的内部帧的格式，并作为磁盘I/O发送给DNODE等其他的节点。
(3)FNODE的构成的一个例子(图17)
图17，是表示FNODE的构成的一个例子图。FNODE730具有将SW节点控制器7302连接到图14的FCTL1100b的FC控制器11012b的结构，经由SW节点控制器可以连接到SW71。FC控制器7301作为目标装置动作，在与SAN之间授予接受命令和数据和控制信息的帧。SW节点控制器7302，将FC控制器收发的帧变换成存储装置STR3(1c)的内部帧的结构，在与DNODE等其他节点之间进行收发。
另外，FNODE73x也作为启动器装置动作，根据从NNODE和其他的FNODE接收到的磁盘I/O命令，也可以将I/O命令发送到在存储装置STR3的外部所连接的其他的存储装置。例如，图15的FNODE2和FNODE3，根据从存储装置STR3的NNODE和其他的FNODE接收到的命令，可以将I/O命令发送到在存储装置STR3的外部所连接的异种存储装置STR2(1b)。这种场合，从STR2来看，可以将FNODE2和FNODE3看作是作为主计算机在动作。
在图17中为了简化，只记载了FC控制器7301和SW节点控制器7302，但为了进行目标处理和启动器处理、或内部帧生成处理，也可以做成将CPU装载到FNODE的实际装配。
再者，如果代替FC控制器7301设置iSCSI控制器，就可以构成控制iSCSI的节点，如果将这个节点连接到SW71，也可以构成IP SAN。
(4)INODE的构成的一个例子(图18)
图18，是表示INODE的构成的一个例子图。INODE740具有将SW节点控制器7402连接到图13所示的NCTL0(1100a)具有的LAN控制器7401的结构，经由SW节点控制器可以连接到SW71。为了将外部NAS型的存储装置STR1a连接到STR3，将INODE配备在存储装置STR3(1c)中。
(5)DNODE的构成的一个例子(图19)
图19，是表示DNODE的构成的一个例子图。DNODE750是取掉图14所示的FCTL1100b的FC控制器11012b、替换成SW节点控制器7501的结构。DNODE750，经由SW71从NNODE或FNODE一旦接收磁盘I/O命令就动作，其结果，用图15的虚线所圈起来的1d部分，就宛如独立的图14的存储装置STR2那样地动作。在本实施方式中，DNODE0(750)和DNODE1(751)作为双重化控制器、组成对来动作。将DNODE做成双重化这点，也和将FCTL做成双重化的图14的存储装置STR2的结构是相同的。
(6)文件的迁移处理
本实施方式，与第1实施方式、第2实施方式、第3实施方式只是存储装置的构成不同，而用来执行分层存储控制的处理步骤，与第1实施方式、第2实施方式、第3实施方式是相同的，所以，仅就由存储装置的构成的不同而产生的动作上的不同点进行说明。
在本实施方式中，用与第1实施方式相同的步骤，可以在存储装置STR3的内部执行分层存储控制。NNODE72x的文件访问控制用内存中所存储的文件系统程序110043，具有用来管理可使用的LU的存储类管理表1100439，通过参照存储类管理表，可以识别DNODE75x管理的磁盘池和LU。但是，与第1实施方式不同，不存在存储共同信息的SM13，所以，NNODE72x事先要查询所有的DNODE75x，特被指定可使用的LU、并需要登录到存储类管理表。当然，在本实施方式中，也可做成：可将用来连接SM的SM节点连接到SW，与第1实施方式同样地由SM中所存储的信息构成存储类管理表。
NNODE72x特别指定可使用的磁盘池和LU，做成存储类管理表1100439，如果定义存储类，其后，以与第1实施方式相同的处理，可以执行在存储装置STR3(1c)内的分层存储控制、即执行使用了在磁盘池0和磁盘池1中所设定的LU的分层存储控制。
再者，关于磁盘I/O命令的发布，通过由文件访问控制用CPU7202执行NNODE的文件访问控制用内存7203中所存储的SW节点驱动程序，经由SW节点对管理访问对象LU的DNODE750发布磁盘I/O命令。
由以上的构成、处理，可以实现像第1实施方式那样的、在存储装置STR3的内部构筑了基于文件的存储分层的系统。
另外，与第2实施方式同样地，可以将具有文件I/O接口的NAS型的异种存储装置STR1(1a)连接到存储装置STR3的外部，构成存储分层。NNODE72x的文件访问控制用内存7203中所存储的文件系统程序110043，由文件访问控制用CPU来执行，由此，查询INODE74x是否存在连接到INODE74x的NAS型的异种存储装置，在存在异种存储装置的场合，从异种存储装置取得用来识别存在于该异种存储装置内的远程LU以及远程文件系统的信息。而后，由文件访问控制用CPU的控制，在该远程LU以及远程文件系统中定义存储类，将有关该LU的信息登录到存储类管理表1100439后进行管理。其后，与第2实施方式中的处理步骤是同样的。
再者，关于磁盘I/O命令的发布，通过由文件访问控制用CPU7202执行NNODE的文件访问控制用内存7203中所存储的SW节点驱动程序，从NNODE经由SW节点，对连接具有访问对象LU的存储装置STR1(1a)的INODE740，发布磁盘I/O命令。INODE740根据接收到的I/O命令，将用来进行文件访问的磁盘I/O命令发布到存储装置STR1(1a)，同时，在与STR1(1a)之间发送接收文件的实数据和控制信息。
再者，INODE74x，完全不干预文件的控制信息、单单是作为IP网络用的网关动作。这种场合，可以实现不受来自另外的NAS主机等装置的干扰的分层存储控制。当然，与第2实施方式同样，也可以将异种存储装置STR1(1a)连接到NNODE720连接的LAN20。
由以上的构成、处理，可以构筑像第2实施方式那样的、使用外部的异种存储装置所具有的存储池的基于文件的存储分层。
另外，与第3实施方式同样地，也可以将作为具有块I/O接口的存储装置的SAN型的异种存储装置STR2(1b)连接到存储装置STR3的外部，构成存储分层。NNODE72x的文件访问控制用内存中所存储的文件系统程序110043，一旦被文件访问控制用CPU执行，NNODE就查询FNODE73x是否存在连接到FNODE73x的SAN型的异种存储装置。而后，在存在异种存储装置的场合，NNODE根据针对查询的来自FNODE的响应内容、识别该异种存储装置具有的远程LU，并在该远程LU中构筑本地文件系统。而后，NNODE，在该远程LU以及本地文件系统中定义存储类，并将有关该LU的信息登录到存储类管理表1100439后进行管理。其后，执行与第3实施方式中同样的处理。
再者，关于磁盘I/O命令的发布，通过文件访问控制用CPU7202执行SW节点驱动程序，由NNODE经由SW节点、对连接具有访问对象LU的存储装置STR2(1b)的FNODE732、发布磁盘I/O命令。FNODE732在将磁盘I/O命令发布到存储装置STR2的同时，在与存储装置STR2之间发送接收数据和控制信息。由以上的构成、处理步骤，与第3实施方式同样，可以构筑利用被构筑到外部的存储装置STR2、由存储装置STR3所管理的文件系统的基于文件的存储分层。
若依据本实施方式，存储装置STR3可宛如是用来构筑分层存储系统的中央控制器那样地动作，可以将各种各样种类的存储装置连接到该存储装置STR3的内部和外部，所以，可构筑极其灵活且可伸缩的大规模分层存储系统。另外，作为存储装置STR3的SW的节点，可以将磁盘和另外的存储装置连接到存储装置的内部或外部，所以，可以进行高速数据传送。
(7)进一步的应用
以上，在第1到第4的实施方式中，以文件的数据生命周期为基准，说明了执行文件的分层的迁移处理的文件的移动方法和存储装置。但，用除此而外的基准来移动文件、或多个基准并用，当然也是可以的。作为数据生命周期以外的基准，可以考虑文件的访问特性和LU的使用容量等。而后，可以设置基于文件的访问特性和LU的使用容量的迁移方案，来控制文件的移动。
作为基于文件的访问特性的迁移方案的一个例子，可以考虑这样的方案：如果文件的访问频度超过了一定水平，设置再次将文件移动到更上一层的存储类的方案、或设置在连续访问中特别化的存储类，如果针对某个文件的连续访问的频度超过了一定水平，要将文件移动到该存储类。
作为基于LU的使用容量的迁移方案的一个例子，可以考虑这样的方案：如果LU的使用容量超过了一定水平，即使是现行生命周期不变化的文件，也要将在该LU上存储的访问频度低的文件、或距生成日期经过时间长的文件移动到更下一层的存储类。
在上述的实施方式中的文件特性管理表1100438中作为每个文件的动态特性来管理访问信息。在存储类管理表中还管理着每个LU的总容量和使用容量。通过活用这些信息，就可以很容易地实现上述的迁移方案。
[发明的效果]
不依赖于主计算机、靠在存储装置内部的处理，就可以实现与文件所具有的特性相适应的分层存储控制。

Claims (20)

1.存储装置系统，它与一个或多个计算机相连接，其特征在于，
具有：
从计算机接收指定了文件的识别信息的访问请求的第一接口控制装置，
和与上述第一接口控制装置相连接的第二接口控制装置，
和被连接到上述第二接口控制装置的多个磁盘；
在上述多个磁盘中，包含一个或多个第一磁盘和、一个或多个第二磁盘，第一磁盘和第二磁盘是种类不同的磁盘；
上述第一接口控制装置，根据从计算机接收到的识别信息，决定由识别信息所指定的文件的数据的、在上述多个磁盘内的存储位置；
上述第二接口控制装置，控制将由上述识别信息所指定的文件的数据存储到由上述第一接口控制装置所决定的存储位置。
2.根据权利要求1记载的存储装置系统，其特征在于，
上述第一磁盘是具有光纤通道型的接口的光纤通道磁盘，上述第二磁盘是具有串行ATA型的接口的串行ATA磁盘。
3.权利要求1记载的存储装置系统，其特征在于，进而具有：
内存，
和用来控制上述内存的内存控制器，
和被连接到各个上述内存控制器的多个第一接口控制装置，
和被连接到各个上述内存控制器的多个第二接口控制装置；
从计算机接收到文件的识别信息和文件的数据的第一接口控制装置，将文件的数据存储到上述内存；
根据由上述第一接口控制装置所决定的上述文件的数据的存储位置、被连接到存储上述文件的数据的磁盘的第二接口控制装置，控制将上述内存中所存储的上述文件的数据存储到磁盘。
4.根据权利要求1中记载的存储装置系统，其特征在于，
在上述一个或多个第一磁盘中存在第一存储区域；
在上述一个或多个第二磁盘中存在第二存储区域；
上述第一接口控制装置，将第一文件系统设定在上述第一存储区域、将第二文件系统设定在上述第二存储区域。
5.根据权利要求4记载的存储装置系统，其特征在于，
上述第一接口控制装置，根据由从计算机接收到的识别信息所指定的文件的、事先所决定的特征的静态特性和与从做成该文件的时刻开始经过的时间一起变化的特征的动态特性，来决定是否将上述识别信息表示的文件数据存储到上述第一存储区域或上述第二存储区域之一。
6.根据权利要求5记载的存储装置系统，其特征在于，
上述第一接口控制装置，根据上述动态特性的变化，控制将上述第一存储区域或上述第二存储区域的某一方中所存储的文件的数据迁移到另一方的存储区域，变更表示用来特别指定该文件的识别信息和与该文件的存储位置的对应关系的信息。
7.根据权利要求6记载的存储装置系统，其特征在于，
在上述的静态特性中，包含有用来特别指定文件的种类的信息、或用来特别指定生成文件的日期的信息、或用来特别指定文件的价值的信息；
在上述的动态特性中，包含有关于对文件的访问特性的信息、或关于文件生成后的经过时间的信息。
8.存储装置系统，
它被连接到计算机，其特征在于，
具有：
从上述计算机接收具有文件的识别信息的访问请求的一个或多个第一接口控制装置，
和被连接到上述一个或多个第一接口控制装置的一个或多个第二接口控制装置，
和各个被连接到上述一个或多个第二接口控制装置之一的多个第一磁盘；
上述一个或多个第一接口控制装置之一，被连接到具有多个第二磁盘的第二存储装置系统；
在上述多个第一磁盘中设定第一存储区域；
在上述多个第二磁盘中设定第二存储区域；
从计算机接收到访问请求的第一接口控制装置，根据由在接收到的访问请求中所包含的识别信息所指定的文件的特性，决定是否将该文件的数据存储到上述第一存储区域或上述第二存储区域之一；
在上述文件的数据要被存储到上述第一存储区域的场合，上述一个或多个第二接口控制装置之一，将该文件的数据存储到上述多个第一磁盘之一；
在上述文件的数据要被存储到上述第二存储区域的场合，从上述计算机接收到访问请求的第一接口控制装置，控制：经由与上述第二计算机连接的第一接口控制装置、将上述文件的数据发送给上述第二存储装置系统。
9.根据权利要求8记载的存储装置系统，其特征在于，
上述第二存储装置系统具有第三接口控制装置，它接收到具有文件的识别信息的访问请求后、通过访问对应接收到的识别信息的上述第二存储区域内的存储区域、来访问由识别信息特别指定的文件的数据；
上述第三接口控制装置，将文件系统设定到上述第二存储区域，
从上述计算机接收到访问请求的第一接口控制装置，在将由该访问请求中所包含的识别信息所指定的文件的数据、存储到上述第二存储区域的场合，控制：经由在上述第二存储装置系统中所连接的第一接口控制装置、将具有在该文件中被附加有对应关系的识别信息的访问请求、发送给上述第三接口控制装置。
10.根据权利要求9记载的存储装置系统，其特征在于，
与上述第二存储装置系统相连接的第一接口控制装置，从上述计算机接收访问请求。
11.根据权利要求9记载的存储装置系统，其特征在于，
第一接口控制装置，根据数据被存储在上述第一存储区域中的文件的特性、控制：经由上述第三接口控制装置将该文件的数据从上述第一存储区域迁移到上述第二存储区域。
12.根据权利要求11记载的存储装置系统，其特征在于，
第一接口控制装置，在将在上述第一存储区域所存储的文件的数据、迁移到上述第二存储区域的场合，将具有在该文件中被附加有对应关系的识别信息的访问请求、发送给上述第三接口控制装置，将从上述计算机接收的该文件的识别信息和在上述第二存储区域中所设定的文件系统附加上对应关系后进行存储。
13.根据权利要求12记载的存储装置系统，其特征在于，
第一接口控制装置，将有关文件的特性的信息和有关上述第一存储区域以及上述第二存储区域的特性的信息存储起来，根据有关文件的特性的信息和有关上述第一存储区域以及上述第二存储区域的特性的信息，决定是否将上述第一存储区域中所存储的文件的数据迁移到上述第二存储区域。
14.存储装置系统，它被连接到计算机，其特征在于，
具有：
从上述计算机接收具有用来指定文件的识别信息的访问请求的第一接口控制装置，
和被连接到上述第一接口控制装置的第二接口控制装置，
和被连接到上述第二接口控制装置的多个第一磁盘，
和接收包含表示数据的存储位置的地址信息的访问请求的第四接口控制装置，
和被连接到具有该第四接口控制装置中所连接的多个第二磁盘的第二存储装置系统的第三接口控制装置；
在上述多个第一磁盘中存在第一存储区域；
在上述多个第二磁盘中存在第二存储区域；
从上述计算机接收到访问请求的第一接口控制装置，根据在接收到的访问请求中所包含的识别信息表示的文件的特性，决定是否将该文件的数据存储到上述第一存储区域或上述第二存储区域之一；
在上述文件的数据要被存储到上述第一存储区域的场合，上述第二接口控制装置，将该文件的数据存储到上述多个第一磁盘之一；
在上述文件的数据要被存储到上述第二存储区域的场合，上述第一接口控制装置，控制：将包含存储该文件数据的上述第二存储区域内的地址信息的访问请求，经由上述第三接口控制装置、发送给上述第四接口控制装置。
15.根据权利要求14记载的存储装置系统，其特征在于，
上述第三接口控制装置，是对应于块I/O接口的接口控制装置。
16.根据权利要求15记载的存储装置系统，其特征在于，
上述第一接口控制装置，将文件系统设定在上述第二存储区域。
17.根据权利要求16记载的存储装置系统，其特征在于，
上述第一接口控制装置，根据数据被存储在上述第一存储区域的文件的特性，控制：经由上述第三接口控制装置、将该文件的数据从上述第一存储区域迁移到上述第二存储区域。
18.根据权利要求17记载的存储装置系统，其特征在于，
上述第一接口控制装置，在将在上述第一存储区域所存储的文件的数据、迁移到上述第二存储区域的场合，控制：将包含存储该文件数据的上述第二存储区域内的存储区域的地址的访问请求，经由上述第三接口控制装置、发送给上述第二存储装置系统，
变更该文件的识别信息和表示存储该文件数据的存储区域的信息间的对应关系。
19.存储装置系统，
它被连接到计算机，其特征在于，
具有：
从上述计算机接受具有文件的识别信息的访问请求的第一节点，
和被连接到一个或多个第一磁盘的第二节点，
和一个或多个第二磁盘，
和被连接到该一个或多个第二磁盘、并被连接到具有接受具有文件的识别信息的访问请求的文件I/O接口控制装置的第二存储装置系统中的、第三节点，
和一个或多个第三磁盘，
和被连接到该一个或多个第三磁盘、并被连接到具有接受具有表示数据在该一个或多个第三磁盘中的存储位置的地址信息的访问请求的块I/O接口控制装置的第三存储装置系统中的、第四节点，
和相互连接上述第一节点和上述第二节点和上述第三节点和上述第四节点的开关；
在上述一个或多个第一磁盘内，存在第一存储区域；在上述一个或多个第二磁盘内，存在第二存储区域；在上述一个或多个第三磁盘内存在第三存储区域；
上述第一节点，根据由从上述计算机接收到的识别信息所特别指定的文件的特性，控制将该文件存储到上述第一存储区域、上述第二存储区域、上述第三存储区域之一。
20.根据权利要求19记载的存储装置系统，其特征在于，
在将文件的数据存储到上述第一存储区域的场合，上述第二节点，控制：将该文件的数据存储到在从上述计算机接收到的识别信息中被附加有对应关系的、上述一个或多个第一磁盘内的存储区域；
在将文件的数据存储到上述第二存储区域的场合，上述第一节点，控制：将包含在该文件中附加有对应关系的识别信息的访问请求、经由上述第三节点发送到上述第二存储装置系统；
在将文件的数据存储到上述第三存储区域的场合，上述第一节点，控制：将包含表示该文件的数据在上述第三存储区域内的存储位置的地址信息的访问请求、经由上述第四节点发送到上述第三存储装置系统。
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