JP2000347811A

JP2000347811A - ダイレクトバックアップ方法および記憶装置システム

Info

Publication number: JP2000347811A
Application number: JP11153386A
Authority: JP
Inventors: Kenji Yamakami; 憲司山神; Minoru Kosuge; 稔小菅; Takashi Arakawa; 敬史荒川; Takashi Oeda; 高大枝; Koichi Kimura; 光一木村
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1999-06-01
Filing date: 1999-06-01
Publication date: 2000-12-15
Anticipated expiration: 2019-06-01
Also published as: JP3726559B2

Abstract

(57)【要約】【課題】バックアップを行う際に、ホストコンピュータ
のコピーコマンド発行回数を削減するとともに、バック
アップ時間を短縮する。【解決手段】あらかじめユーザボリュームを二重化して
おき、バックアップ時にはペアを分割した後、セカンダ
リボリュームからテープ装置へ、ファイル全体をバック
アップするコピーコマンドを発行する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はデータバックアップ
方法に関するものであり、特にホストコンピュータ上で
動作するアプリケーションプログラムのＩ／Ｏ処理を中
断することなしに、ディスクシステムからバックアップ
媒体へホストコンピュータを介することなくバックアッ
プする方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】バックアップはシステム障害、人為的ミ
ス、災害などからデータを保護するために必要である。
一般的なユーザでは、日に一度、あるいは週に一度、夜
間にオンライン業務を停止してバックアップを行ってい
る。ところが近年では、企業のグローバル化や顧客に対
するサービス向上のために、オンライン業務の無停止化
に対する要求が高まっていて、バックアップに割くこと
のできる時間はますます短くなっている。この要求にこ
たえるために、Legato社ホワイトペーパー"Legato NetW
orkerfor EMC Symmetrix Installation and Administra
tion Guide"(www.legato.comより入手)に開示されてい
る従来技術が知られている。本従来技術では、図１２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６ａのコピーをセ
カンダリボリューム６ｂに格納する。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６ａとセカン
ダリボリューム６ｂに二重化して格納されている。バッ
クアップを行う際には、ホストコンピュータ２ａはその
キャッシュメモリに格納されたダーティデータ（ボリュ
ーム６ａへ未反映のデータ）をフラッシュした後、ディ
スクシステム１に対してペア分割要求を発行する。この
要求をディスクシステム１が受領すると、ユーザボリュ
ーム６ａに対するホストコンピュータ２ａからの更新
を、セカンダリボリューム６ｂへ反映するのを中断する
ことによって、セカンダリボリューム６ｂのデータを凍
結する。その後ホストコンピュータ２ｂはセカンダリボ
リューム６ｂからデータを読出し、テープ装置等へデー
タをバックアップする。このバックアップ方法の利点
は、ダーティデータが全てセカンダリボリューム６ｂに
反映された時点で凍結されるので、無矛盾なデータのバ
ックアップが取得できること、およびペア分割処理は非
常に短時間で完了するので、オンライン処理を中断する
必要がないことである。なお、バックアップ処理が完了
すると、ホストコンピュータ２ａは再同期コマンドを発
行して、ユーザボリューム６ａとセカンダリボリューム
６ｂを再び二重化状態にもどす。

【０００３】このように、ある一点時点の凍結データを
スナップショットと呼ぶ。スナップショットを取得する
他の方法として、Legato社ホワイトペーパー"Celestra
Architecture for Serverless Backups" および"Celest
ra Block Copy Interface Specification" (ともにwww.
iguard.comより取得可能)に開示された従来技術が知ら
れている。この様子を図２を使って説明する。本従来技
術では、通称ＣＣＯＰＹコマンドと呼ばれるボリューム
から他のボリュームへ、あるいはボリュームからテープ
装置へデータをコピーするコマンドを使用する。ホスト
コンピュータ２ａはバックアップ取得処理に先立って、
ダーティデータをフラッシュして、ユーザボリューム６
ａへデータを書出す。その後ＣＣＯＰＹコマンドを使用
して、ユーザボリューム６ａからワークボリューム６ｃ
へデータをコピーする。ホストコンピュータ２ａ上で走
行するアプリケーションプログラムが未コピーのデータ
へライトしようとすると、コピープログラムはそれを検
出し、ＣＣＯＰＹコマンドを使用して、ライト対象のブ
ロックをワークボリューム６ｃへコピーする。以上の処
理により、バックアップ取得処理開始時点のデータがワ
ークボリューム６ｃ上に得られることになる。その後Ｃ
ＣＯＰＹコマンドを使用して、データをワークボリュー
ム６ｃからテープ装置３へバックアップする。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】タイムアウトによって
アプリケーションプログラムがハングするのを防止した
り、オンライン処理の待ち時間を小さくためには、アプ
リケーションプログラムが待たされる時間を最小にする
必要がある。Legato社ホワイトペーパー"Celestra Arch
itecture for Serverless Backups" および"Celestra B
lock Copy Interface Specification" (ともにwww.igua
rd.comより取得可能)に開示された従来技術だと、アプ
リケーションプログラムが未コピーの領域へライトしよ
うとすると、コピーが完了するまでライト処理が待たさ
れる。ユーザボリューム６ａの全データをワークボリュ
ーム６ｃに一度にコピーしようとすると、全データのコ
ピーが完了するまでアプリケーションプログラムが待た
されることになってしまう。これを避けるためには、コ
ピー対象のデータを少しずつワークボリューム６ｃにコ
ピーしていく必要がある。このように少しずつコピーし
ていった場合、一つのＣＣＯＰＹコマンドでバックアッ
プ対象データの部分領域のコピーを行うので、コピーコ
マンドの発行回数が多くなる。この様子を図２の例を用
いてさらに説明する。バックアップ対象のデータが領域
１から領域５より構成されるとする。ここで領域１から
領域５をユーザボリューム６ａからワークボリューム６
ｃへコピーするよう、一つのＣＣＯＰＹコマンドにより
要求したとする。その後、アプリケーションから領域３
に対するライト要求が発生すると、領域１から領域５ま
でのコピーが完了するまでこのライト要求は待たされ
る。

【０００５】一方で、今度は各領域毎に一個のＣＣＯＰ
Ｙコマンドを発行する場合を考える。例えば領域１のコ
ピーを要求した後、アプリケーションプログラムから領
域３のライト要求が発生したとする。この場合、やはり
領域１のコピーが完了するまでライト要求は待たされる
が、前述のケースと比べると待ち時間は大幅に短縮でき
る。反面、ＣＣＯＰＹコマンドの発行回数が多くなり、
ホストコンピュータのＩ／Ｏ発行負荷が大きくなる欠点
がある。

【０００６】以上から本発明における第一の目的は、Ｃ
ＣＯＰＹ処理における上記の背反する事象を解決する、
すなわちアプリケーションプログラムのライト処理待ち
時間を最小にするとともに、ＣＣＯＰＹコマンドの発行
回数を最小にして、ホストコンピュータのＩ／Ｏ発行負
荷を低減することにある。

【０００７】さらにこの従来技術では、バックアップを
行うために、データをユーザボリューム６ａからワーク
ボリューム６ｃへコピーした後、テープ装置３へバック
アップを行うため、バックアップを完了するまでに時間
がかかる。

【０００８】以上から本発明における第二の目的は、バ
ックアップ時のワークボリューム６ｃへのデータコピー
を無くして、バックアップ時間を短縮することにある。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明では上記課題を解
決するために、ホストコンピュータはペア分割コマンド
に続いて、分割したボリューム上に格納されたバックア
ップ対象の全データをバックアップするＣＣＯＰＹコマ
ンドを、セカンダリボリューム６ｂに対して発行する手
段を有する。一方、ディスクシステムはペア分割コマン
ドを受領すると、指定されたボリュームペアを分割する
手段、およびＣＣＯＰＹコマンドを受領すると、、指定
されたブロック１７をセカンダリボリューム６ｂからテ
ープ装置３へ直接バックアップする手段を有する。ペア
分割時点でセカンダリボリューム６ｂ上のデータは凍結
される。このため、ホストコンピュータは一つのＣＣＯ
ＰＹコマンドで、セカンダリボリューム６ｂ上に凍結さ
れたバックアップ対象の全データをバックアップするよ
う指示できる。つまり、ＣＣＯＰＹコマンドは一度だけ
発行すれば良く、コマンド発行回数が削減できる。さら
に従来技術で説明したように、ペア分割後はユーザボリ
ューム６ａに対するアクセスと、セカンダリボリューム
からのバックアップ処理は平行して行えるので、アプリ
ケーションプログラムがＣＣＯＰＹの完了を待つ必要は
なく、アプリケーションのライトＩ／Ｏ待ち時間を最小
にすることができる。さらにペア分割処理は非常に短い
時間で終了し、セカンダリボリューム６ｂからテープ装
置３へバックアップを行えるので、従来のワークボリュ
ーム６ｃを使ったやり方に比べて、バックアップ時間を
短縮することができる。

【００１０】一方、ディスクシステム１は、上記手段に
加えて、ＣＣＯＰＹコマンドを受領した時に、指定され
たセカンダリボリューム６ｂが分割済みかどうかを判定
する手段、および分割済みならばセカンダリボリューム
６ｂからテープ装置３へバックアップを行い、分割済み
でなければホストコンピュータ２へエラーを報告する手
段を設ける。これらの手段により、ホストコンピュータ
２が分割コマンドを発行せず、誤ってＣＣＯＰＹコマン
ドのみを発行した場合でも、矛盾のあるデータのバック
アップが取得されることはない。

【００１１】本発明では、コマンド発行回数をさらに削
減するために、ディスクシステム１がＣＣＯＰＹコマン
ドを受領すると、ペア分割、バックアップ、ペア統合の
一連の処理を行う手段を有する。ここでペア統合とは、
ペア分割中に発生した書き込みを差分管理しておき、こ
の情報に基づいて差分データをユーザボリューム６ａか
らセカンダリボリューム６ｂへ反映して、再び二重化状
態へ復帰させることである。この手段により、ホストコ
ンピュータ２のコマンド発行回数をさらに削減すること
ができるとともに、ホストコンピュータがペアの状態を
意識する必要がなくなるので、管理が単純化できる。

【００１２】

【発明の実施の形態】図１を用いて本発明の概要につい
て説明する。ディスクシステム１には、ユーザボリュー
ム６ａとセカンダリボリューム６ｂが存在し、これらは
あらかじめ二重化されている。これをペアボリューム２
０と呼ぶ。ホストコンピュータ２からユーザボリューム
６ａに対して更新が行われると、更新データをセカンダ
リボリューム６ｂに反映することにより、二重化状態が
保たれる。ボリューム６は複数の固定長のブロック１７
より構成されていて、ブロック１７はボリューム６内で
一意に番号付けされている。ボリューム６には一個以上
のファイル１８が格納されていて、ファイル１８は一個
以上のブロック１７により構成されている。ファイル１
８とは、ホスト２上で走行するプログラムが認識してい
る論理的なアクセス単位である。図の例のように、ファ
イル１８にはボリューム６上で連続したブロック１７が
割当てられるとは限らない。バックアップはファイル１
８単位に実行される。ホストコンピュータ２がペア分割
コマンドをディスクシステム１に対して発行すると、二
重化状態は解除される。つまり、ユーザボリューム６ａ
に対する以降の更新はセカンダリボリューム６ｂに反映
されなくなり、セカンダリボリューム６ｂ上のデータは
その時点で凍結される。

【００１３】その後、ホストコンピュータ２はバックア
ップを行うセカンダリボリューム６ｂからテープ装置３
へのコピーコマンドを発行する。この際、コピーコマン
ドのパラメータとして、バックアップ対象のファイル１
８を構成する全てのブロック１７をコピーするよう指示
する。すると、ディスクシステム１は指示されたブロッ
ク１７ｂをテープ装置３にコピーする。

【００１４】セカンダリボリューム６ｂからテープ装置
３へのコピー実行中でも、ホストコンピュータ２からユ
ーザボリューム６ａへのアクセスは継続できる。もし更
新があったら、当該ブロック１７がセカンダリボリュー
ム６ｂに未反映であることを記録しておく。バックアッ
プが完了すると、ホストコンピュータ２は再同期コマン
ドを発行して、ユーザボリューム６ａとセカンダリボリ
ューム６ｂを再び二重化状態にもどす。この際にはユー
ザボリューム６ａの更新データでセカンダリボリューム
６ｂに未反映のものをコピーする。

【００１５】以上、本発明の概要について説明した。以
下にこれを実現するための方法について具体的に説明す
る。

【００１６】図３は本発明におけるシステム構成例であ
る。一台以上のホストコンピュータ２では、アプリケー
ションプログラムや、ペアボリューム２０の制御、バッ
クアップおよびリストアの実行、磁気テープライブラリ
３の管理等をおこなうプログラムが走行する。ホストコ
ンピュータ２は、他のホストコンピュータ２、ディスク
システム１、磁気テープライブラリ３と、ネットワーク
１７により接続されていて、互いに通信が可能である。
ここでネットワークとは、10BaseTや100BaseT等の一般
的にＬＡＮ等で使用されるケーブルで接続されていて、
通信にはTCP/IPやUDPなどのネットワークプロトコルに
したがって行われるものとする。ホストコンピュータ２
はさらに、チャネルパス１２によりディスクシステム１
に接続されている。チャネルパス１２の実例としては、
ＳＣＳＩケーブルあるいはＦｉｂｒｅチャネルを想定す
る。なお以降の説明では、チャネルパス１２はファイバ
チャネルを前提とする。チャネルパス１２がファイバチ
ャネルの場合は、ホストコンピュータ２とディスクシス
テム１がポイントツーポイントで接続されるケースや、
ＦＣ−ＡＬと呼ばれるループ状に各装置（ノードと呼
ぶ）が接続されるケースや、図３のようにスイッチ４を
介在して接続されるケースなどがある。本発明はこの接
続形態のいずれにも対応可能である。

【００１７】テープ装置３はバックアップデータを格納
するための装置である。テープ装置３の実現例として
は、例えば磁気テープライブラリ、カートリッジテー
プ、ＤＶＤ（ライブラリ）装置、ＤＶＤ−ＲＡＩＤ装
置、ＣＤ−ＲＷ、あるいはディスク装置等、あらゆる記
憶媒体を適用できる。

【００１８】ディスクシステム１は、データを格納する
一台以上のディスク装置１５と、ディスク装置１５とホ
ストコンピュータ２間のデータ転送を制御する制御装置
５から構成される。ディスク装置１５とディスク制御装
置５はチャネルパス１４により接続されている。本発明
では、チャネルパス１４はＳＣＳＩケーブル、ファイバ
チャネルＩＢＭ社のＳＳＡを想定し、これらのインタフ
ェースに迎合したディスク装置１５が使用される。ま
た、近年では複数のディスク装置１５を一つのグループ
として、このグループ上にボリューム６を分散配置する
ＲＡＩＤと呼ばれる手法が一般的になっている。本発明
はディスクシステム１がＲＡＩＤを採用した場合でも適
用可能である。

【００１９】さて次に、ディスク制御装置５内の制御情
報のうち、第一の実施例に関連するものを説明する。コ
ピーパラメータ８は、ホストコンピュータ２から受領し
たコピーパラメータを格納するための領域である。差分
ビットマップ９は、ボリューム６対応に存在し、ユーザ
ボリューム６ａとセカンダリボリューム６ｂが分割され
た後、ボリューム６にホストコンピュータ２から更新が
あった場合に該当するビットがオンされる。本発明で
は、ブロック１７単位にビットを持ち、ブロック番号１
がビット１に、ブロック番号２がビット２に、．．．と
対応させる。もちろんブロック１７対応に１ビットを対
応させる必要はなく、例えばｎブロック（ｎ＞１）単位
に１ビットを対応させても構わない。このようにするこ
とによって、差分ビットマップの容量を削減することも
可能である。

【００２０】コピーコマンドは、ＳＣＳＩ−２で標準化
されているＣＯＰＹコマンドと、Legato社ホワイトペー
パー"Celestra Architecture for Serverless Backups"
および"Celestra Block Copy Interface Specificatio
n" (ともにwww.iguard.comより取得可能)に開示された
従来技術で開示されたＣＣＯＰＹコマンドが一般的に知
られている。本発明ではこれら両方に適用可能だが、以
降の説明では、ＣＣＯＰＹコマンドを前提に説明する。
なお、これらのコマンドの詳細については、「ＳＣＳＩ
−２詳細解説」、菅谷誠一著、CQ出版社、ならびに"Cel
estra BlockCopy Interface Specification"を参照され
たい。

【００２１】次に図４を使用して、バックアップ処理に
ついて説明する。

【００２２】まずステップ４０で、ユーザまたは管理者
は、ペアボリューム２０を形成する。このステップで
は、ユーザボリューム６ａとセカンダリボリューム６ｂ
がユーザにより指定される。この要求を受領すると、デ
ィスク制御装置５は、ユーザボリューム６ａからセカン
ダリボリューム６ｂへデータをコピーする。これ以降、
ホストコンピュータ２からユーザボリューム６ａへ更新
があると、更新データはセカンダリボリューム６ｂへコ
ピーされ、二重化状態が保持される。

【００２３】ステップ４１で、ユーザまたは管理者から
のバックアップ指示があると、あるいはあらかじめスケ
ジュールされていた時刻が到来すると、ホストコンピュ
ータ２上ではバックアッププログラムが動作して、バッ
クアップ処理モードに入る。バックアップ処理モードに
入ってからステップ４６までの間、ホストコンピュータ
２上で走行するコピープログラムは、アプリケーション
プログラムからのユーザボリューム６ａへのアクセスを
禁止する。

【００２４】続いてホストコンピュータ２は、ステップ
４２で、バックアップ対象のファイル１８を構成するブ
ロック１７と、そのブロック１７を格納しているユーザ
ボリュームを特定する。その後、ステップ４３で、Inqu
eryコマンド等を用いて当該ユーザボリューム６ａがペ
アを形成しているかどうかを調べる。ペアを形成してい
る場合は、ステップ４４で分割コマンドを発行して、二
重化状態を中断する。このコマンドをディスク制御装置
５が受領すると、ユーザボリューム６ａに対する更新は
セカンダリボリューム６ｂに反映されなくなり、その時
点でセカンダリボリューム６ｂのデータは凍結される。

【００２５】ペアの分割が完了すると、ホストコンピュ
ータ２はステップ４５で、ファイル１８全体をバックア
ップするＣＣＯＰＹコマンドをセカンダリボリューム６
ｂに対して発行する。このとき、アクセスするセカンダ
リボリューム６ｂは、ステップ４３でＩｎｑｕｅｒｙコ
マンドを発行したときに特定される。

【００２６】ディスク制御装置５は、ステップ４５でＣ
ＣＯＰＹコマンドを受領すると、ステップ４６で、まず
指定されたボリューム６がセカンダリボリューム６ｂで
あり（つまりペアボリューム２０を構成しており）、か
つペアが分割された状態かどうかを調べる。この条件に
合致していない場合は、エラーをホストコンピュータ２
へ報告し、バックアップ処理は行わない。合致している
場合は、そのパラメータをコピーパラメータ８に格納し
てコマンド完了を返す。その後、コピーパラメータ８に
格納された情報にしたがって、セカンダリボリューム６
ｂからテープライブラリ装置３へのバックアップを実行
する。ＣＣＯＰＹコマンドのパラメータには、コピー元
（すなわちセカンダリボリューム６ｂ上）のブロックア
ドレスとブロック数と、これらのブロック１７を格納す
るテープ装置のポートアドレスとの組が含まれる。した
がって、このパラメータにしたがって、セカンダリボリ
ューム６ｂからブロック１７を読出し、指定されたポー
トアドレスに送信してやれば良い。ここで、ＣＣＯＰＹ
コマンドの完了報告は、バックアップ処理の開始を示す
ものであるため、注意すること（バックアップ完了を報
告するものではない）。この段階では、バックアップの
実行可能条件をチェックして、可能であれば、完了報告
する。

【００２７】ホストコンピュータ２は、ディスク制御装
置５からＣＣＯＰＹコマンド完了を受領すると、ステッ
プ４７で、ユーザボリューム６ａへのアクセスを再開さ
せる。その後、ステップ４８で、バックアップが完了し
たかどうかをチェックし、もし完了していれば、ペア再
同期コマンドを発行して、ペアボリューム２０を再び二
重化状態へもどす。ディスク制御装置５は、再同期コマ
ンドを受領すると、差分ビットマップ８にしたがって、
差分データをユーザボリューム６ａからセカンダリボリ
ューム６ｂへコピーする。

【００２８】ステップ４３でユーザボリューム６ａがペ
アを形成していないことが分かると、ホストコンピュー
タ２はステップ４９で、通常のＣＣＯＰＹ処理を実行す
る。この処理については公知技術であるので、説明を省
略する。

【００２９】ディスク制御装置５は、ステップ４７で、
ＣＣＯＰＹコマンドの実行可否をチェックした。もしホ
ストコンピュータ２がペアボリューム２０を分割せずに
ＣＣＯＰＹコマンドを発行し、かつステップ４７のチェ
ックを行わずにバックアップをおこなってしまったら、
凍結データのバックアップを取得することはできない。
すなわち本発明の本来の目的である、無矛盾なデータの
バックアップが取得できないことになる。したがってこ
の処理は、ペアの分割および統合の機能に、ＣＣＯＰＹ
を使用したバックアップ処理を組み合わせる際の重要な
ステップである。

【００３０】以上の処理によれば、ペアを分割すること
によってセカンダリボリューム６ｂのデータを凍結で
き、このためホストコンピュータ２はファイル１８全体
のバックアップを行うＣＣＯＰＹコマンドをセカンダリ
ボリューム６ｂに対して発行できるようになる。このた
め、ＣＣＯＰＹコマンドは最初の一回だけ発行すればよ
く、ホストのＣＣＯＰＹコマンド発行負荷を低減でき
る。

【００３１】以上で第一実施例の説明を終わるが、最後
にこの効果についてまとめておく。第一実施例では、ペ
ア分割を使用してＣＣＯＰＹによるダイレクトバックア
ップ方法について説明した。従来技術では、ファイル１
８をいったんワークディスク６ｃへ格納した後、テープ
装置３へバックアップしていた。また、ワークディスク
６ｃへファイル１８をコピーする際には、複数のＣＣＯ
ＰＹコマンドを発行していた。第一実施例では、ＣＣＯ
ＰＹコマンドとペア分割・再同期を行う処理と組み合わ
せることにより、ホストコンピュータ２はファイル１８
全体をバックアップするＣＣＯＰＹコマンドを一度だけ
発行すれば済み、ホストのＩ／Ｏ発行負荷を低減でき
る。さらにセカンダリボリューム６ｂからテープ装置３
へバックアップを行うので、ワークディスク６ｃへコピ
ー処理が不要となり、バックアップ時間を短縮すること
ができる。

【００３２】第二実施例次に第二の実施例について説明する。

【００３３】第一の実施例では、ホストコンピュータ２
はペア分割、バックアップ指示に続いて、バックアップ
処理が完了した後、ペア再同期を指示していた。バック
アップ処理の完了はInqueryコマンドをたびたび発行す
ることにより、調べていた。本実施例は、これらの処理
を無くし、ホストコンピュータ２のコマンド発行回数を
さらに削減するためのものである。

【００３４】図９に本実施例におけるホストコンピュー
タ２およびディスク制御装置５の処理フローを示す。な
お、図９のステップ９０からステップ９５以外は図４の
説明と同様なので、省略する。

【００３５】ホストコンピュータ２は、ステップ９０
で、ファイル全体をバックアップするＣＣＯＰＹコマン
ドをＡＵＴＯ指定で発行する。ここでＡＵＴＯ指定と
は、ペアの分割、セカンダリボリューム６ｂからテープ
装置３へのバックアップ、ペアの再同期までの一連の処
理を、ディスクシステム１で自動的に実行するモードで
ある。このモード指定には、ＣＣＯＰＹコマンドCDB(Co
mmand Descriptor Block)のリザーブ領域に１ビットを
設ければ良い。

【００３６】ディスク制御装置５が、ＡＵＴＯモード指
定のＣＣＯＰＹコマンドを受領すると、ステップ９１で
バックアップ対象のユーザボリューム６ａが、ペアを形
成しているかどうか、すなわちセカンダリボリューム６
ｂを有するかどうかをチェックする。もし、ペアを形成
していなければ、ステップ９４で、ホストコンピュータ
２に対してエラーを報告して処理を完了する。もしペア
を形成していれば、ステップ９３で、ペアを分割した
後、ステップ９４で、ＣＣＯＰＹコマンドの完了を報告
し、セカンダリボリューム６ｂからテープ装置３へのバ
ックアップ処理を実行する。

【００３７】ステップ９４のＣＣＯＰＹ完了報告を契機
に、ホストコンピュータ２はステップ４７で、アプリケ
ーションプログラムのボリュームアクセスを再開させる
が、この間もディスク制御装置５はバックアップを継続
する。そしてＣＣＯＰＹコマンドで指定されたバックア
ップ処理が全て完了すると、ディスク制御装置５はステ
ップ９５で、ペアを再同期させる。

【００３８】以上の処理により、ＣＣＯＰＹコマンド発
行契機で、ディスク制御装置５が、ペア分割、バックア
ップ、ペア再同期までの一連の処理を実行する。これら
全ての処理はホストコンピュータ２に対して透過的なの
で、ペア状態の監視、制御などによるホストプログラム
の複雑さから開放される。さらに本実施例から分かるよ
うに、ホストコンピュータ２はディスク制御装置５に対
してＣＣＯＰＹコマンドを一度発行すればよく、コマン
ド発行回数を削減できる。

【００３９】第三実施例次に第三の実施例について説明する。

【００４０】第一および第二の実施例では、ペアの分割
および統合の単位はボリューム６であった。ところが実
際にバックアップを実行するのはボリューム６上のごく
一部の領域である。ボリューム全体を分割してしまう
と、ホストコンピュータ２からの更新があれば差分ビッ
トがオンされ、再同期時にコピー対象となってしまうの
で、再同期処理に時間がかかる。第二の実施例ではこれ
を解決するために、バックアップ対象の領域のみを分割
する方法を開示する。さらにこの方法を用いると、ある
ユーザボリューム６ａに格納された各ファイル１８を任
意の時点でバックアップすることが可能になる。すなわ
ち、第一の実施例ではボリューム６を分割した時点でセ
カンダリボリューム６ｂが凍結される。そしてバックア
ップが完了し、ペアの再同期が行われるまでは、同一の
ユーザボリューム６ａに格納された別のファイル１８を
バックアップすることができなかった。ところが本実施
例の技術を適用すると、ペアボリューム２０はバックア
ップ対象のブロック１７毎に分割・再同期が行われるの
で、各ファイル１８毎に任意のタイミングでバックアッ
プすることができる。以下、第二実施例の詳細について
説明する。

【００４１】この方法では、図３に示すように、ディス
ク制御装置５はペア分割ビットマップ１０をボリューム
６対応に保持する。これはブロック１７対応のビットマ
ップであり、分割コマンドにより指示されたブロック１
７に対応するビットがオンされる。ホストコンピュータ
２から更新があった場合には、ペア分割ビットマップ１
０を見て、ライト対象のブロック１７のビットがオンな
ら、セカンダリボリューム６ｂへのコピーを行わない。
そしてＣＣＯＰＹコマンドにより指示されたブロック１
７を、セカンダリボリューム６ｂからテープ装置３へバ
ックアップする。なお、ペア分割ビットマップ１０は連
続したｎブロック対応に１ビットを割当てても構わな
い。

【００４２】次に処理ステップの詳細を図４を用いて説
明する。ステップ４０から４３まではこれまでの説明と
同じである。ディスク制御装置５はステップ４４におい
て、ステップ４２で特定されたブロック１７を分割する
よう、ペア分割コマンドを発行する。

【００４３】図５はペア分割・再同期コマンドのフォー
マットを示す。ペア分割・再同期コマンドコード５０
は、本コマンドに割当てられたコードを示す。分割要求
ビット５１は本コマンドがペア分割か、それとも再同期
かを示すビットである。パラメータリスト数５２は、ブ
ロックアドレス・ブロック数５３がいくつ後続するかを
示す。分割するブロック１７の個数と、それらのブロッ
ク１７が連続的にボリューム６上に割当てられているか
どうかによって、可変である。ブロックアドレス・ブロ
ック数５３は、分割するブロック１７がボリューム６上
で連続だった場合に、そのブロック集合内の先頭ブロッ
クアドレスと、ブロック数を格納する。

【００４４】図６は、ペア分割コマンドを受領した時の
ディスク制御装置の処理を示す。ディスク制御装置５が
ペア分割コマンドを受領すると、ステップ６０で、ブロ
ックアドレス・ブロック数５３から、分割対象のブロッ
クアドレスを求め、ペア分割ビットマップ１０の対応す
るビットをオンする。この処理以降、当該ボリューム６
はステップ６１で示したペア分割モードに入る。ボリュ
ーム６がペア分割モードにあるとき、ステップ６２にお
いてホストコンピュータ２からライトコマンドを受領す
ると、ステップ６３で、ライト対象ブロック１７が分
割対象かどうかを、ペア分割ビットマップ１０を参照し
て調べる。ライトコマンドには、ライト対象の先頭ブロ
ック１７と、ライトするブロック１７数がパラメータに
含まれるので、これよりライト対象ブロック１７を求め
て、対応するビットがオンかどうかを調べれば良い。も
し分割対象ならば、ステップ６４で、差分ビットマップ
９の対象ビットをオンした後、ユーザボリューム６ａに
書込みを行う。ステップ６３で分割対象でなければ、ス
テップ６５で、ユーザボリューム６ａとセカンダリボリ
ューム６ｂの両方へ書込みを行う。

【００４５】以上、ペア分割コマンドを受領した時のデ
ィスク制御装置５の処理について説明した。再び図４に
戻る。ステップ４５および４６は以前の説明と同様であ
る。これらのステップにより、ファイル１８がセカンダ
リボリューム６ｂからテープ装置３へバックアップされ
る。バックアップが完了し、ステップ４７でペアの再同
期を行う。ペアの再同期の際には、図５で説明したペア
分割・再同期コマンドを使用するが、分割要求ビット５
１は０とする（これによりペア再同期を示す）。

【００４６】図７はペア再同期コマンドを受領した時の
ディスク制御装置５の処理フローを示す。ペア再同期コ
マンドを受領すると、ディスク制御装置５は本コマンド
で受領した全てのブロック１７に対してステップ７０以
降の処理を実行する。まずステップ７０で、当該ブロッ
ク１７に対応するペア分割ビットマップ１０のビットが
オンかどうかを調べ、もしオンなら、ステップ７１で、
差分ビットマップ９の対応するビットがオンかどうかを
調べる。これもオンなら、差分データが存在することに
なるので、ステップ７２で、当該ブロック１７をユーザ
ボリューム６ａからセカンダリボリューム６ｂへコピー
する。そしてステップ７３および７４で、差分ビットお
よびペア分割ビットをオフする。その後ステップ７５
で、全てのペア分割ビットがオフになっていたら、当該
ボリューム６のペア分割モードを解除する。これによっ
て、以降のホストコンピュータ２からの全てのライトデ
ータは、ユーザボリューム６ａおよびセカンダリボリュ
ーム６ｂの両方に書込まれる。以上によりペア再同期処
理が完了する。

【００４７】以上、第三実施例でも、ホストコンピュー
タ２は、ペア分割コマンド、ＣＣＯＰＹコマンド、ペア
再同期コマンドの３つのコマンドを送信していた。この
コマンドに伴う一連の処理は定型的なものなので、第二
の実施例と同様に、一つのＣＣＯＰＹコマンドによりこ
れらの処理を行わせることができる。つまり、ホストコ
ンピュータ２がＣＣＯＰＹコマンドを発行すると、ディ
スク制御装置５は、本コマンドで指定されたブロック１
７に関してペア分割、バックアップ、ペア統合を実行す
るわけである。この方法により、ホストコンピュータ２
のコマンド発行回数を一回に削減することが可能とな
る。

【００４８】これで第三実施例の説明を終わるが、最後
にこの効果についてまとめておく。第三実施例では、ペ
アボリューム２０をブロック１７単位にペア分割する方
法について説明した。この方法によると、ペア分割中は
分割対象のブロック１７のみが差分管理されるため、再
同期にかかる時間が短くて済む。また、ペア分割モード
中でも、新たなペア分割コマンドを受領すると、図６に
示した処理を実行することによって、他のブロック１７
に関してペア分割できる。このため、同一ユーザボリュ
ーム６ａに格納された任意のファイル１８を任意の時点
でバックアップすることができる。

【００４９】次に第四の実施例として、本発明における
他の構成例を図８を用いて説明する。図８では、２台の
ディスクシステム１ａおよび１ｂと、これらを接続する
チャネルパス８０から構成される。さらにスイッチ４ａ
およびスイッチ４ｂはチャネルパス８１により接続さ
れ、スイッチ間でデータの送受信が可能である。ディス
クシステム１ａはユーザボリューム６ａを有し、ディス
クシステム１ａに接続したホストコンピュータ２ａで
は、オンライン処理等のアプリケーションプログラムを
実行する。他方、ディスクシステム２ｂはセカンダリボ
リューム６ｂを有し、ディスクシステム２ｂに接続した
ホストコンピュータ２ｂでは、テープ装置３の制御を行
う。すなわち本構成では、遠隔地に設置された2台のデ
ィスクシステム１ａおよび１ｂ間でペアボリューム２０
を構成している。ホストコンピュータ２ａからユーザボ
リューム６ａに対して更新があると、ディスクシステム
１ａと１ｂを接続するチャネルパス８０を介してライト
データが転送され、セカンダリボリューム６ｂに更新デ
ータが反映される。あるいはディスクシステム１ａから
スイッチ４ａへ、さらにスイッチ４ａからチャネルパス
８１経由でスイッチ４ｂへ、そしてスイッチ４ｂからデ
ィスクシステム１ｂへライトデータが送信され、最終的
にはセカンダリボリューム６ｂへ書込まれる。このよう
にして二重化状態が保持される。

【００５０】以上のような構成においても、第一、第
二、第三の実施例で説明した方式を適用できる。すなわ
ち、バックアップの際にはペアを分割した後、ディスク
システム１ｂが、セカンダリボリューム６ｂからテープ
装置３へバックアップを行う。また、ブロック１７毎に
ペア分割を行う場合でも、ディスクシステム１ａはペア
分割ビットマップ１０を利用して、分割が指示されたブ
ロック１７については、ディスクシステム１ｂへライト
データを転送しない。

【００５１】他の実現例として、図８において、ディス
クシステム１ｂのボリューム６ｂと６ｃをさらに二重化
する場合を考える。したがって、ボリューム６ａ、６
ｂ、６ｃは、同一データを保持する三重化状態である。
バックアップの際に、ボリューム６ｂとボリューム６ｃ
間のペアを分割した後、ボリューム６ｃからテープ装置
３へバックアップを行っても良い。

【００５２】続いて第五の実施例として、スイッチ４が
ＣＣＯＰＹコマンドを解釈し、バックアップ処理を実行
する方法について説明する。本実施例の概要を図１０に
示す。この場合、ホストコンピュータ２は、まずペア分
割コマンドをディスク制御装置５に対して発行し、その
後、スイッチ４に対してＣＣＯＰＹコマンドを発行す
る。この際に、ＣＣＯＰＹコマンドのパラメータとし
て、コピー元となるディスクシステム１に接続されたチ
ャネルパス１２のポートアドレスと、ボリューム６ｂの
アドレス、バックアップするテープ装置３のアドレスを
指定する。スイッチ４はＣＣＯＰＹコマンドを解釈し、
コピー処理を実行する機能を有する。本機能により、ス
イッチ４はボリューム６ｂからバックアップ対象のデー
タを読出し、それをテープ装置３へ格納していく。ＣＣ
ＯＰＹコマンドにより指定された全てのブロックをテー
プ装置３へ格納すると、処理を完了する。

【００５３】ボリューム６ａと６ｂはスプリットされて
いるので、ボリューム６ｂからテープ装置３へデータを
バックアップしている間も、ホストコンピュータ２から
ボリューム６ａへのアクセスは継続できる。

【００５４】図１１は第六の実施例を示す。本実施例で
は、テープ装置３がＣＣＯＰＹコマンドを解釈し、バッ
クアップ処理を実行する方法に関するものである。この
場合、この場合、ホストコンピュータ２は、まずペア分
割コマンドをディスク制御装置５に対して発行し、その
後、テープ装置３に対してＣＣＯＰＹコマンドを発行す
る。この際に、ＣＣＯＰＹコマンドのパラメータとし
て、コピー元となるディスクシステム１に接続されたチ
ャネルパス１２のポートアドレスと、ボリューム６ｂの
アドレス、バックアップするテープ装置３のアドレスを
指定する。テープ装置３はＣＣＯＰＹコマンドを解釈
し、コピー処理を実行する機能を有する。本機能によ
り、テープ装置３はボリューム６ｂからバックアップ対
象のデータを読出し、それをテープ装置３へ格納してい
く。ＣＣＯＰＹコマンドにより指定された全てのブロッ
クをテープ装置３へ格納すると、処理を完了する。

【００５５】ボリューム６ａと６ｂはスプリットされて
いるので、ボリューム６ｂからテープ装置３へデータを
バックアップしている間も、ホストコンピュータ２から
ボリューム６ａへのアクセスは継続できる。

【００５６】

【発明の効果】以上、説明したように、本発明によれ
ば、アプリケーションプログラムのライト処理待ち時間
を最小にするとともに、ＣＣＯＰＹコマンドの発行回数
を最小にして、ホストコンピュータのＩ／Ｏ発行負荷を
低減できる。また、バックアップ時のワークボリューム
６ｃへのデータコピーを無くして、バックアップ時間を
短縮できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の概要図である。

【図２】第一従来技術の概要図である。

【図３】本発明におけるシステム構成である。

【図４】バックアップ処理フローである。

【図５】ペア分割・再同期コマンド形式である。

【図６】ペア分割コマンド受領時のディスク制御装置の
処理フローである。

【図７】ペア再同期コマンド受領時のディスク制御装置
の処理フローである。

【図８】本発明における他のシステム構成例である。

【図９】ＣＣＯＰＹコマンド・ＡＵＴＯモード指定時の
バックアップ処理フローである。

【図１０】第五実施例の概要図である。

【図１１】第六実施例の概要図である。

【図１２】第二従来技術の概要図である。

【符号の説明】

１…ディスクシステム、２…ホストコンピュータ、３…
テープ装置、４…スイッチ、５…ディスク制御装置、６
…ボリューム、６ａ…ユーザボリューム、６ｂ…セカン
ダリボリューム、８…コピーパラメータ、９…差分ビッ
トマップ、１０…ペア分割ビットマップ、１２…チャネ
ルパス、１３…ネットワーク、１４…ディスク接続パ
ス、１５…ディスク装置、１７…ブロック、１８…ファ
イル、２０…ペアボリューム。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者荒川敬史神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地株式会社日立製作所システム開発研究所内 (72)発明者大枝高神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地株式会社日立製作所システム開発研究所内 (72)発明者木村光一神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地株式会社日立製作所システム開発研究所内Ｆターム(参考） 5B065 BA01 BA07 CA11 CA15 CE24 EA02 EA12 EA23 EA33 5B082 DE06

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】一台以上のホストコンピュータと、一台以
上の磁気テープ装置に接続され、一台以上の第一のボリ
ュームと、該ボリュームのデータのコピーを保持する第
二のボリュームを有する記憶装置システムにおいて、前記記憶装置システムは、前記ホストコンピュータから
二重化状態を解除するコマンドを受領すると、前記第一
のボリュームに対するライトデータを、前記第二のボリ
ュームへ書きこむことを中断し、続いて前期ホストコンピュータから、前記第二のボリュ
ームから前記磁気テープ装置へ、指定したブロックをコ
ピーするコマンドを受領すると、前記第二のボリューム
から前記テープ装置へ、指定ブロックを送信することに
より、データのバックアップを実行することを特徴とす
る記憶装置システム。
【請求項２】前記第二のボリュームから前記テープ装置
へ、データをコピーする前記コマンドにおいて、該コマ
ンドのパラメータは、バックアップ対象のファイルを構
成する全てのブロックを含むことを特徴とする、請求項
１記載の記憶装置システム。
【請求項３】一台以上のホストコンピュータと、一台以
上の磁気テープ装置に接続され、一台以上の第一のボリ
ュームと、該ボリュームのデータのコピーを保持する第
二のボリュームを有する記憶装置システムにおいて、前記記憶装置システムは、前記ホストコンピュータから
前記第二のボリュームから前記磁気テープ装置へ、デー
タをコピーするコマンドを受領すると、前記第一のボリ
ュームに対するライトデータを、前記第二のボリューム
へ書きこむことを中断し、続いて前記第二のボリュームから前記テープ装置へ、指
定されたブロックを送信することによって、データのバ
ックアップを行い、続いて前記第一のボリュームに対するライトデータを、
前記第二のボリュームへ書きこむ処理を再開することを
特徴とする記憶装置システム。
【請求項４】前記第二のボリュームから前記テープ装置
へ、データをコピーする前記コマンドにおいて、該コマ
ンドのパラメータは、バックアップ対象のファイルを構
成する全てのブロックを含むことを特徴とする、請求項
３記載の記憶装置システム。
【請求項５】一台以上の第一のホストコンピュータと、
それに接続され、一台以上の第一のボリュームを有する
第一の記憶装置システムと、一台以上の第二のホストコ
ンピュータと、一台以上の磁気テープ装置と、前記第一
の記憶装置システムおよび前記第二のホストコンピュー
タおよび前記磁気テープに接続され、一台以上の第二の
ボリュームを有する第二の記憶装置システムにおいて、
前記第二のボリュームは、前記第一のボリュームのデー
タのコピーを保持しており、前記第一の記憶装置システムは、前記第一のホストコン
ピュータから二重化状態を解除するコマンドを受領する
と、前記第一のボリュームに対するライトデータを、前
記第二のボリュームへ書きこむことを中断し、続いて前記第二の記憶装置システムは、前期第二のホス
トコンピュータから、前記第二のボリュームから前記磁
気テープ装置へ、データをコピーするコマンドを受領す
ると、前記第二のボリュームから前記磁気テープ装置
へ、指定されたブロックを送信することにより、データ
のバックアップを実行することを特徴とする記憶装置シ
ステム。
【請求項６】前記第二のボリュームから前記テープ装置
へ、データをコピーする前記コマンドにおいて、該コマ
ンドのパラメータは、バックアップ対象のファイルを構
成する全てのブロックを含むことを特徴とする、請求項
５記載の記憶装置システム。