JP2001166974A - 記憶装置のデータ領域間の複写処理方法、記憶システム、及びその記憶媒体 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 一の論理ディスクから他の論理ディスクへデ
ータを複写する複写処理方法、ディスク記憶システム、
記憶媒体に関し、複写指示に応じて、直ちに複写完了と
して、アクセスを可能とする。 【解決手段】 論理ディスク１から論理ディスク２への
複写を、複写範囲の領域毎に、行い、アクセスがあった
時に、複写動作を中断する。複写元１の複写未完了領域
への更新アクセスに対し、複写元１から複写先２へ当該
領域を複写した後、当該領域を更新する。複写先２の複
写未完了領域への参照アクセスに対し、複写元１の当該
領域を参照する。複写先２の複写未完了領域への更新ア
クセスに対し、複写先２の当該領域を更新し、複写を禁
止する。これにより、複写中に、複写元１及び複写先２
にアクセスすることができ、複写指示に応じて、直ちに
複写完了とみなすことができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、論理ディスク等の
データ領域間の複写を行うためのデータ領域間の複写処
理方法、記憶システム及びその記憶媒体に関し、特に、
複写指示に応じて、直ちにデータ領域へのアクセスを可
能とするデータ領域間の複写処理方法、記憶システム及
びその記憶媒体に関する。

【０００２】論理デイスク等のデータ領域単位で複写を
行うことが実行されている。例えば、論理ディスクは、
物理的なディスクによる物理的な制約とは、無関係に構
成された見かけ上のディスク装置である。従って、論理
ディスクは、物理的に、複数の物理的ディスク装置から
構成されることもあるし、１つの物理ディスクに複数の
論理ディスクを構築することもある。どのような形態を
とるかは、容量と性能をパラメータとして、決定され
る。

【０００３】この代表的なシステムは、ＲＡＩＤ（例え
ば、ＲＡＩＤ０，１，０＋１，３，５）のランク又はＲ
ＡＩＤグループと呼ばれている。

【０００４】論理ディスク間の複写は、データの保存の
ためのバックアップとして利用される他に、様々な用途
に利用される。例えば、業務を継続しつつ、テストを実
行しする場合である。この場合に、業務で使用している
論理ディスクを複写し、複写先論理ディスクをテストシ
ステムで使用する。これにより、複写先論理ディスクを
使用するテストシステムでデータ障害が発生しても、複
写元論理ディスクを使用している業務には影響を与えな
い。

【０００５】又、オンライン業務で使用している論理デ
ィスクを複写し、複写先論理ディスクをバッチ処理で利
用する。これにより、複写元論理ディスクを使用するオ
ンライン業務の性能が、バッチ処理に影響を受けない。

【０００６】このように、論理ディスク間の複写が必要
とされるケースが増大している。この論理ディスクの複
写の間は、業務を停止しなければならない。例えば、９
Ｇｂｙｔｅの複写には、１時間かかる。しかし、近年の
２４時間連続運転環境では、複写時間をゼロに近づける
ことにより、業務停止時間をゼロに近づけることが望ま
れている。

【０００７】

【従来の技術】図１４乃至図１７は、従来技術の説明図
であり、図１４及び図１５は、従来の二重化切り離しシ
ステムの説明図、図１６は、従来のログストラクチャシ
ステムの説明図、図１７は、従来のコンカレントコピー
システムの説明図である。

【０００８】従来のＲＡＩＤ装置内の論理ディスクのデ
ータの複写方法として、以下の方法が知られている。

【０００９】(1) 二重化切り離しシステム（Separate D
ual Volume) 図１４に示すように、ホスト９０と、ＲＡＩＤ装置９１
からなるシステムにおいて、図１５に示すように、先
ず、ホスト９０からコピーが指示されると、複写先ボリ
ューム（論理ディスク）９４の準備（定義）を行う。次
に、二重化開始指示に応じて、プライマリー（複写元論
理ディスク）９３からセカンダリー（複写先論理ディス
ク）９４の複写を開始する（二重化状態を作成する）。
複写が完了する（二重化状態が完了する）と、ペア作成
完了となる。この二重化状態が完了すると、ホスト９０
からの更新処理要求は、プライマリー（複写元論理ディ
スク）９３と、セカンダリー（複写先論理ディスク）９
４に反映される。ホスト９０が、二重化ペアの切り離し
の指示を発行することにより、この時点での状態の論理
ボリュームの複製が完了する。これにより、図１４に示
すように、複写元論理ディスク）９３とセカンダリー
（複写先論理ディスク）９４とを別々のホスト（アプリ
ケーション）９０、９５が使用できる。

【００１０】図１５に示すように、プライマリー（複写
元論理ディスク）９３は、コピー期間中もアクセスでき
るが、セカンダリー（複写先論理ディスク）９４は、コ
ピー期間中アクセスできない。

【００１１】(2) ログストラクチャシステム（Log Stru
ctured File) 図１６に示すように、ホストで定義される論理ディスク
Ａ、Ｂ、Ｃがあるとする。各データブロックは、１つの
物理ディスク９６に格納されている。各論理ディスク
Ａ、Ｂ、Ｃは、物理ディスク９６のデータのポインタで
定義される。従って、論理ディスクＡから論理ディスク
Ｂへの複写は、論理ディスクＢのポインタを論理ディス
クＡのポインタに設定することにより行われる。

【００１２】又、論理ディスクＢへの更新データＢ２
は、オリジナルデータと別に、物理ディスク９６に格納
する。そして、論理ディスクＢのポインタを、更新デー
タＢ２のポインタに更新することにより、論理ディスク
ＡのオリジナルデータＡ１〜Ａ６を変更することなく、
論理ディスクＢを更新できる。

【００１３】この方法は、実データの複写を伴わない方
法であり、ポインタの設定により、複写動作が直ちに完
了できる。

【００１４】(3) コンカレントコピーシステム（Concur
rent Copy) 図１７に示すように、複写元ディスク９３から複写先デ
ィスク９４への複写時には、ホスト９０が、複写元ディ
スク９３の複写対象データを読み込み（Ａ）、データ転
送機能により、複写先ディスク９４に書き込む。複写済
の該当アドレスのビットマップを複写済に設定する。

【００１５】複写中に、複写元ディスク９３の未複写領
域に更新要求があると、複写元ディスク９３の該当デー
タをサイドファイル９２に退避する（）。ビットマッ
プの当該アドレス部分をサイドファイルに退避中に設定
する（）。そして、複写元ディスク９３を更新する
（）。サイドファイル９２に退避されたデータの複写
時は、サイドファイル９２から複写対象データを読み込
み、データ転送機能により、複写先ディスク９４に書き
込む（）。この方法は、複写中に、ホストからの複写
元ディスク９３に対する参照／更新が可能である。

【００１６】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、従来技
術では、次の問題があった。

【００１７】(1) 図１４、図１５の二重化システムで
は、コピー期間中に、複写先ディスクをアクセスできな
い。このため、複写先ディスクへのアクセスは、複写完
了まで待つ必要があった。例えば、９Ｇｂｙｔｅの複写
には、１時間程度かかるため、１時間待つ必要がある。
このため、スケジュールされた運用が必要となる。

【００１８】(2) 図１６のログストラクチャーシステム
では、複写指示に応じて、複写元論理ディスクも複写先
論理ディスクもアクセス可能となるが、実データを複写
していないため、データを別ディスクに複写した二重化
システムの利点が得られない。即ち、複写先の論理ディ
スクでの障害は、複写元の論理ディスクの障害でもある
ため、複写先の物理ディスクが障害となると、複写元の
論理ディスクも使用できない。又、複写先物理ディスク
へのアクセスは、複写元物理ディスクへのアクセスとな
り、別ディスクに分散することによる高速性能が得られ
ない。

【００１９】(3) 図１７のコンカレントコピーシステム
では、複写元の論理ディスクへのアクセスは、複写中も
可能であるが、複写先論理ディスクへのアクセスは、複
写完了まで待つ必要があった。

【００２０】従って、本発明の目的は、実データを複写
しても、複写指示に応じて、直ちに複写完了の状態でア
クセスすることができる記憶装置のデータ領域間の複写
処理方法、記憶システム及びその記憶媒体を提供するこ
とにある。

【００２１】本発明の他の目的は、複写中も、複写先の
データ領域のアクセスを可能とするためのデータ領域間
の複写処理方法、記憶システム及びその記憶媒体を提供
することにある。

【００２２】本発明の更に他の目的は、アクセス領域が
複写完了か複写未完了かを判定して、複写先のデータ領
域のアクセスを可能とするためのデータ領域間の複写処
理方法、記憶システム及びその記憶媒体を提供すること
にある。

【００２３】

【課題を解決するための手段】本発明は、コピー指示に
応じて、複写元のデータ領域のデータを複写先のデータ
領域に複写するデータ領域間の複写処理方法である。そ
して、複写処理方法は、複写指示に応じて、前記複写元
のデータ領域の分割された各領域単位で、前記複写先デ
ータ領域へ複写処理するステップと、前記複写処理中の
前記複写元及び前記複写先データ領域へのアクセスに対
し、前記複写処理を中断して、前記アクセスを処理する
ステップとを有する。

【００２４】そのアクセスを処理するステップは、前記
複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに
対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域
を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元デ
ータ領域の前記アクセス対象領域を更新するステップ
と、前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照ア
クセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対
象領域を読みだすステップと、前記複写先データ領域の
複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先デ
ータ領域の前記アクセス対象領域を更新し、前記アクセ
ス対象領域の複写を禁止するステップとを有する。

【００２５】本発明は、複写指示に応じて直ちに複写完
了の応答を返し、実データを複写しながら、アクセス要
求を受け付け、複写元及び複写先データ領域への参照及
び更新アクセスを行うものである。このため、第１に、
複写元データ領域の領域を複数に分割し、分割された領
域単位で、複写先データ領域へ複写するようにして、複
写中に、アクセス要求があった時は、複写動作を中断
し、アクセス要求を実行するようにしている。

【００２６】第２に、アクセス対象領域が複写完了領域
か複写未完了領域かによって、アクセス処理を変更して
いる。即ち、複写完了領域への参照及び更新アクセス
は、複写が完了しているので、アクセスを許可する。一
方、複写未完了領域へのアクセスは、複写指示時のデー
タを保存しつつ、アクセスを許可する。即ち、複写元デ
ータ領域の複写未完了領域への参照アクセスは、データ
の変更がないため、そのまま許可する。複写元データ領
域の複写未完了領域への更新アクセスは、そのまま更新
すると、更新前の未複写データが消失するため、複写元
データ領域のアクセス対象領域を、複写先データ領域へ
複写して、更新前のデータを複写先データ領域に移す。
その後、複写元データ領域のアクセス対象領域を更新す
る。これにより、複写指示時の更新前のデータを複写す
ることができる。

【００２７】更に、複写先データ領域論理ディスクの複
写未完了領域への参照アクセスは、複写が完了していな
いため、複写元データ領域の当該領域のデータを読みだ
す。これにより、複写先データ領域の複写未完了領域で
あっても、当該領域の複写データを参照することがで
き、複写先データ領域においても、複写指示時のデータ
の参照が可能となる。

【００２８】複写先データ領域の複写未完了領域への更
新アクセスは、複写先データ領域を更新データで更新す
る。そして、その領域の複写を禁止する。これにより、
複写先データ領域の当該領域の更新データが、複写によ
り変化することを防止できる。

【００２９】本発明の他の態様は、前記データ領域が論
理デイスクで構成することにより，ＲＡＩＤシステムで
の論理デイスク間の複写が容易にできる。更に、本発明
の他の態様では、前記アクセス処理ステップは、更に、
前記複写元データ領域の参照アクセスに対し、前記複写
元データ領域の前記アクセス対象領域を参照するステッ
プと、前記複写先データ領域の複写完了領域へのアクセ
スに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領
域を参照又は更新するステップとを有する。

【００３０】本発明の他の態様は、前記複写先データ領
域の複写未完了領域への参照ステップは、前記複写元デ
ータ領域の前記アクセス対象領域を参照した後、前記参
照した複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前
記複写先データ領域へ複写するステップからなる。これ
により、参照と共に、複写が可能となる。

【００３１】本発明の他の態様は、前記複写ステップ
は、前記各領域の複写状況を示す管理情報を参照して、
次の複写領域を決定するステップと、前記複写領域の複
写完了時に、前記複写領域の管理情報を更新するステッ
プを有する。又、前記アクセスステップは、前記管理情
報を参照して、前記アクセス対象領域が複写完了領域か
複写未完了領域かを判定するステップを有する。

【００３２】管理情報を設けているので、アクセス対象
領域のデータを先に複写しても、その領域が再度複写さ
れることを防止できる。又、管理情報により、アクセス
対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定する
ため、正確にアクセス領域が、複写完了領域か複写未完
了領域かを判定できる。

【００３３】本発明の他の態様は、前記アクセスステッ
プは、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域
を、前記複写先データ領域へ複写した時に、前記アクセ
ス対象領域の管理情報を更新するステップを更に有す
る。これにより、アクセス処理により、先に複写を行っ
ても、管理情報が、正確に複写状況を示すことができ
る。

【００３４】本発明の他の態様は、前記複写ステップ
は、前記複写元データ領域の各領域の複写状況を示す前
記管理情報を参照して、次の複写領域を決定するステッ
プと、前記複写元データ領域の対象領域をメモリに読み
出すステップと、前記対象領域を読み出した後に、前記
管理情報を更新するステップと、前記メモリの前記対象
領域を前記複写先データ領域に書き込むステップとを有
する。対象領域をメモリに読みだしたことにより、管理
情報を、更新することにより、複写元論理ディスクのア
クセスが可能となる。

【００３５】本発明の他の態様は、前記複写ステップ
は、前記各領域の複写状況を示すフラグで示すビットマ
ップを参照して、次の複写領域を決定するステップと、
前記複写領域の複写完了時に、前記ビットマップの前記
複写領域のフラグを更新するステップを有する。管理情
報をビットマップで表現するため、管理情報の占めるメ
モリ領域を少なくすることができる。

【００３６】本発明の他の態様は、前記複写ステップ
は、前記複写指示に応じて、複写完了を通知するステッ
プを更に有する。これにより、アクセス元は、直ちにア
クセスが可能となったことを知ることができる。

【００３７】本発明のディスク記憶システムは、一の物
理ディスクで構成された一の論理ディスクと、他の物理
ディスクで構成された他の論理ディスクと、アクセス指
示に応じて、指定された論理ディスクのデータをアクセ
スし、且つ複写指示に応じて、複写元の論理ディスクの
分割された各領域単位で、前記複写先論理ディスクへの
複写処理するディスク制御回路とを有する。

【００３８】このディスク制御回路は、前記複写元論理
ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対し、前
記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を、前記
複写先論理ディスクへ複写した後、前記複写元論理ディ
スクの前記アクセス対象領域を更新し、前記複写先論理
ディスクの複写未完了領域への参照アクセスに対し、前
記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を読み出
し、前記複写先論理ディスクの複写未完了領域への更新
アクセスに対し、前記複写先論理ディスクの前記アクセ
ス対象領域を更新し、前記アクセス対象領域の複写を禁
止する。

【００３９】これにより、前述したように、複写中に、
複写先と複写元の論理ディスクのアクセスが可能とな
り、複写指示に応じて、ホストが、直ちに複写先と複写
元の論理ディスクのアクセスが可能となる。従って、複
写待ちの状態を回避することができる。

【００４０】本発明のディスク記憶システムの他の態様
は、前記複写元論理ディスクの前記各領域の複写状況を
示す管理情報を記憶するメモリを有し、前記制御回路
は、前記メモリの管理情報を参照して、前記アクセス対
象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定する。

【００４１】本発明の記憶媒体は、前記複写元の論理デ
ィスクの分割された各領域単位で、前記複写先論理ディ
スクへの複写処理する情報と、前記複写処理中の前記複
写元及び前記複写先論理ディスクへのアクセスに対し、
前記複写処理を中断して、前記アクセスを処理する情報
とを有する。そして、前記アクセスを処理する情報は、
前記複写元論理ディスクの複写未完了領域への更新アク
セスに対し、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対
象領域を、前記複写先論理ディスクへ複写した後、前記
複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を更新する
情報と、前記複写先論理ディスクの複写未完了領域への
参照アクセスに対し、前記複写元論理ディスクの前記ア
クセス対象領域を参照する情報と、前記複写先論理ディ
スクの複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複
写先論理ディスクの前記アクセス対象領域を更新し、前
記アクセス領域の複写を禁止する情報とを有する。

【００４２】

【発明の実施の形態】図１は、本発明の一実施の形態の
記憶システムのブロック図、図２は図１のコピー処理フ
ロー図、図３は、図１のビットマップメモリの説明図で
ある。

【００４３】図１に示すように、ＲＡＩＤシステムで
は、論理ディスク１は、１又は複数の物理ディスクで構
成される。物理ディスクは、磁気ディスクや光ディスク
を使用することができる。論理ディスク２は、１又は複
数の物理ディスクで構成される。ディスクコントローラ
３は、ホストの指示に応じて、論理ディスク１、２をア
クセスする。

【００４４】ディスクコントローラ３は、プロセッサ
（ＣＰＵ）４と、メモリ（主記憶）５とを有する。メモ
リ５には、論理ディスク１のキャッシュ領域（キャッシ
ュメモリという）７と、論理ディスク２のキャッシュ領
域（キャッシュメモリという）９とが設けられている。
又、メモリ５には、論理ディスク１の複写状態を管理す
るためのビットマップエリア（ビットマップという）６
と、論理ディスク２の複写状態を管理するためのビット
マップエリア（ビットマップという）８とが設けられて
いる。

【００４５】即ち、ビットマップ６、８は、図３（Ａ）
に示すように、論理ディスク１、２の複写範囲の各デー
タブロックに対して、１ビットを割り当て、未複写ブロ
ックを「１」、複写済ブロックを「０」として、データ
ブロックの複写状態を管理する。プロセッサ４には、フ
ァームとして、複写プログラムが設けられている。そし
て、ビットマップ６、８を用いて、論理ディスクの複写
範囲を各データブロック単位で複写する。

【００４６】図２のコピー処理フローに従い、複写処理
を説明する。ここで、複写元を論理ディスク１、複写先
を論理ディスク２とする。

【００４７】（Ｓ１）ホストは、コピー開始に当たり、
ディスクコントローラ３に複写指示を与える。プロセッ
サ４は、複写指示を受けると、ホストに複写完了を通知
する。これにより、ホストは、論理ディスク１、２のア
クセスが可能となる。

【００４８】（Ｓ２）プロセッサ４は、複写元ビットマ
ップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を
未更新に設定する。図３（Ｂ）に示すように、ビットマ
ップ６、８の各ビットは、未複写の「１」に設定され
る。

【００４９】（Ｓ３）プロセッサ４は、複写元ビットマ
ップ６を参照して、未複写ブロック情報を獲得する
（）。そして、プロセッサ４は、複写元論理ディスク
１に、対象ブロックのリードを指示する（）。これに
より、複写元論理ディスク１の対象データブロックが複
写元のキャッシュメモリ７に展開される。これをステー
ジングという（）。

【００５０】（Ｓ４）プロセッサ４は、複写元のキャッ
シュメモリ７に読み込んだ未複写データブロックを、複
写先キャッシュメモリ９に複写する（）。

【００５１】（Ｓ５）プロセッサ４は、複写元ビットマ
ップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を
更新済「０」に設定する（）。図３（Ｃ）は、この様
子を示している。そして、プロセッサ４は、複写先論理
ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写
データブロックの書き出しを指示する（）。これによ
り、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写され
た未複写データブロックの書き出される。これをライト
バックという（）。

【００５２】（Ｓ６）プロセッサ４は、複写元ビットマ
ップ６の更新ブロック情報を参照して、複写すべきデー
タブロックが残っているかを判定する。複写すべきデー
タブロックが残っていれば、ステップＳ３に戻る。逆
に、複写すべきデータブロックが残っていなければ、複
写を終了する。

【００５３】このステップＳ３〜Ｓ７の間（図２の矢印
の範囲）に、複写元及び複写先論理ディスク１、２への
Ｉ／Ｏ要求割り込みがあると、その複写処理を中断し
て、そのアクセス処理（図４乃至図１２で後述する）を
行う。

【００５４】図４は、複写中の論理ディスクに対する参
照処理フロー図、図５は、複写中の論理ディスクに対す
る更新処理フロー図、図６は、複写中の論理ディスクに
対するアクセスパターン説明図、図７乃至図１２は、そ
の動作説明図である。図７は、複写元の複写完了部への
参照動作説明図、図８は、複写元の複写完了部への更新
動作説明図、図９は、複写元の複写未完了部への参照動
作説明図、図１０は、複写先の複写未完了部への参照動
作説明図、図１１は、複写元の複写未完了部への更新動
作説明図、図１２は、複写先の複写未完了部への更新動
作説明図である。

【００５５】図４により、複写中の参照処理について、
説明する。

【００５６】（Ｓ１０）プロセッサ４は、参照指示（リ
ード）と判定すると、実複写中かを判定する。実複写中
（複写中）でないと、ステップＳ１５の通常参照処理に
進む。

【００５７】（Ｓ１１）実複写中であると、複写元への
参照要求かを判定する。複写元への参照要求であると
（図６のアクセスパターン１、３）、ステップＳ１５の
通常参照処理に進む。

【００５８】（Ｓ１２）複写元への参照要求でないと、
複写先への参照要求である。プロセッサ４は、ビットマ
ップ８を参照して、参照要求の領域が、複写未完了部か
どうかを判定する。複写先の複写未完了部に対する参照
要求でない、即ち、複写先の複写完了部に対する参照要
求であると（図６のアクセスパターン５）、ステップＳ
１５の通常参照処理に進む。

【００５９】（Ｓ１３）複写先の複写未完了部に対する
参照要求である（図６のアクセスパターン７）と、図１
０に示すように、プロセッサ４は、複写元論理ディスク
１に、対象ブロックのリードを指示し、複写元論理ディ
スク１の対象データブロックを複写元のキャッシュメモ
リ７にステージングする。次に、複写元のキャッシュメ
モリ７に読み込んだ未複写データブロックを、複写先キ
ャッシュメモリ９に複写する。ホスト（アプリケーショ
ン）１０には、キャッシュメモリ９の未複写データブロ
ックが転送される。複写先論理ディスク２に、キャッシ
ュメモリ９に複写された未複写データブロックの書き出
しを指示し、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に
複写された未複写データブロックが書き出される。プロ
セッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマ
ップ８の更新ブロック情報を更新済「０」に設定する。

【００６０】（Ｓ１４）プロセッサ４は、参照ブロック
を構成するデータブロックが未だあるかを判定する。参
照ブロックを構成するデータブロックが未だあれば、ス
テップＳ１３に戻る。参照ブロックを構成するデータブ
ロックがなければ、参照を完了する。

【００６１】（Ｓ１５）通常参照処理では、プロセッサ
４は、指定された論理ディスク１又は２の参照ブロック
をリードし、ホスト１０に転送して終了する。

【００６２】従って、複写元の複写完了部への参照（図
６のアクセスパターン１）の動作は、図７に示すように
なる。又、複写元の複写未完了部への参照（図６のアク
セスパターン３）の動作は、図９に示すようになる。更
に、複写先の複写完了部への参照（図６のアクセスパタ
ーン５）の動作は、図７と同様である。

【００６３】次に、図５により、複写中の更新処理につ
いて、説明する。

【００６４】（Ｓ２０）プロセッサ４は、更新指示（ラ
イト）と判定すると、実複写中かを判定する。実複写中
（複写中）でないと、ステップＳ２８の通常更新処理に
進む。

【００６５】（Ｓ２１）実複写中であると、複写元への
更新要求かを判定する。

【００６６】（Ｓ２２）複写元への更新要求であると、
プロセッサ４は、ビットマップ６を参照して、更新要求
の領域が、複写未完了部かどうかを判定する。複写元の
複写未完了部に対する更新要求でない、即ち、複写元の
複写完了部に対する更新要求であると（図６のアクセス
パターン２）、ステップＳ２８の通常更新処理に進む。

【００６７】（Ｓ２３）複写元の複写未完了部に対する
更新要求である（図６のアクセスパターン４）と、図１
１に示すように、プロセッサ４は、複写元論理ディスク
１に、更新対象ブロックのリードを指示し、複写元論理
ディスク１の更新対象データブロックを複写元のキャッ
シュメモリ７にステージングする。次に、複写元のキャ
ッシュメモリ７に読み込んだ更新対象データブロック
を、複写先キャッシュメモリ９に複写する。複写先論理
ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された更新対
象データブロックの書き出しを指示し、論理ディスク２
に、キャッシュメモリ９に複写された更新対象データブ
ロックが書き出される。プロセッサ４は、複写元ビット
マップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報
を更新済「０」に設定する。そして、プロセッサ４は、
ホストから転送されたキャッシュメモリ７の更新データ
ブロックを論理ディスク１に書き出す。

【００６８】（Ｓ２４）プロセッサ４は、更新データを
構成するデータブロックが未だあるかを判定する。更新
データを構成するデータブロックが未だあれば、ステッ
プＳ２３に戻る。更新データを構成するデータブロック
がなければ、更新を完了する。

【００６９】（Ｓ２５）ステップＳ２１で、複写元への
更新要求でないと、複写先への更新要求である。プロセ
ッサ４は、ビットマップ８を参照して、更新要求の領域
が、複写未完了部かどうかを判定する。複写先の複写未
完了部に対する更新要求でない、即ち、複写先の複写完
了部に対する更新要求であると（図６のアクセスパター
ン６）、ステップＳ２８の通常更新処理に進む。

【００７０】（Ｓ２６）複写先の複写未完了部に対する
更新要求である（図６のアクセスパターン８）と、図１
２に示すように、プロセッサ４は、キャッシュメモリ９
に格納された更新データブロックの書き出しを指示し、
論理ディスク２に、キャッシュメモリ９の更新データブ
ロックが書き出される。プロセッサ４は、複写元ビット
マップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報
を更新済「０」に設定する。これにより、複写動作によ
るこの領域の複写は禁止される。

【００７１】（Ｓ２７）プロセッサ４は、更新データを
構成するデータブロックが未だあるかを判定する。更新
データを構成するデータブロックが未だあれば、ステッ
プＳ２６に戻る。更新データを構成するデータブロック
がなければ、更新を完了する。

【００７２】（Ｓ２８）通常更新処理では、プロセッサ
４は、指定された論理ディスク１又は２に、ホストから
転送されたキャッシュメモリ７又は９の更新データブロ
ックを論理ディスク１又は２に書き出し、終了する。

【００７３】従って、複写元の複写完了部への更新（図
６のアクセスパターン２）の動作は、図８に示すように
なる。又、複写先の複写完了部への更新（図６のアクセ
スパターン６）の動作は、図８と同様である。

【００７４】以上の動作を纏めると、図６に示すよう
に、複写中のホストからのアクセスパターンは、８パタ
ーンある。複写元又は複写先論理ディスク１、２の複写
完了部に対する参照（アクセスパターン１、５）では、
指定された論理ディスク１又は２から参照データのデー
タブロックをキャッシュメモリ７、９にステージングし
た後、ステージングしたデータブロックをホストに通知
する（図７参照）。この処理は、当該データブロックの
複写の完了／未完了に影響していため、通常の参照処理
と同一の処理である。

【００７５】複写元又は複写先論理ディスク１、２の複
写完了部に対する更新（アクセスパターン２、６）で
は、ホストから通知されたキャッシュメモリ７、９の更
新されたデータブロックを、複写元又は複写先論理ディ
スク１、２に書き込む（図８参照）。この処理は、当該
データブロックの複写が完了しているため、通常の更新
処理と同一の処理である。

【００７６】複写元論理ディスク１の複写未完了部に対
する参照（アクセスパターン３）では、複写元論理ディ
スク１から参照データのデータブロックをキャッシュメ
モリ７にステージングした後、ステージングしたデータ
ブロックをホストに通知する（図９参照）。この処理
は、当該データブロックの複写の完了／未完了に影響し
ていため、通常の参照処理と同一の処理である。

【００７７】この時に、ステージングされたデータブロ
ックを、複写先論理ディスク２へ書き込むことにより、
複写も行うことができる。この場合には、前述の参照の
みを行い、複写は後で行うこともできる。

【００７８】複写元論理ディスク１の複写未完了部に対
する更新（アクセスパターン４）では、複写元論理ディ
スク１の更新対象データブロックを、複写先論理ディス
ク２に書き込む（複写する）。この時、図３（Ｄ）に示
すように、複写状態を管理するビットマップ６、８の当
該更新ビットは、複写済に更新され、このデータブロッ
ク領域の複写は完了状態に設定される。その後、ホスト
からの更新データブロックを、複写元論理ディスク１に
書き込む（図１１参照）。

【００７９】複写先論理ディスク２の複写未完了部に対
する参照（アクセスパターン７）では、複写元論理ディ
スク１から複写前の参照対象データブロックをキャッシ
ュメモリ９にステージングした後、ステージングしたデ
ータブロックをホストに通知する。そして、ステージン
グしたデータブロックを複写先論理ディスク２に書き込
む（図１０参照）。この時、図３（Ｄ）に示すように、
複写状態を管理するビットマップ６、８の当該データブ
ロックの更新ビットは、複写済に更新され、このデータ
ブロック領域の複写は完了状態に設定される。

【００８０】複写先論理ディスク２の複写未完了部に対
する更新（アクセスパターン８）では、ホストからの更
新データブロックを、複写先論理ディスク２に書き込む
（図１２参照）。この時、図３（Ｄ）に示すように、複
写状態を管理するビットマップ６、８の当該更新ビット
は、複写済に更新され、このデータブロック領域の複写
は完了状態に設定される。このため、当該データブロッ
ク領域の複写元から複写先への複写は禁止される。

【００８１】このようにして、複写処理を、複写範囲を
複数の領域に分割して、分割した領域単位で、行う。こ
のため、複写処理中に、上位からＩ／Ｏ要求を受けて、
Ｉ／Ｏ要求を処理することができる。従って、複写指示
を受けても、直ちに論理ディスクへのアクセスが可能と
なる。

【００８２】又、複写元論理ディスクの複写未完了領域
への更新アクセスに対しては、複写元論理ディスクの複
写未完了領域を複写先論理ディスクに複写した後、複写
元論理ディスクの複写未完了領域を更新するので、更新
アクセスにより、複写先論理ディスクの複写データが更
新されたデータとなることを防止できる。

【００８３】更に、複写先論理ディスクの複写未完了領
域への参照アクセスに対しては、複写元論理ディスクの
当該領域のデータを読み出し、転送するので、複写先論
理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスであって
も、複写データを提供できる。又、実施例のように、読
み出した複写元論理ディスクの当該領域のデータを複写
先論理ディスクに複写する処理を付加しても良い。これ
により、読みだしたデータを複写に生かすことができ
る。

【００８４】更に、複写先論理ディスクの複写未完了領
域への更新アクセスに対しては、複写先論理ディスクの
当該領域のデータを更新データで更新し、当該領域への
複写を禁止するので、更新データが、複写データで変更
されることを防止できる。

【００８５】又、ビットマップ等により、各領域の複写
状態を管理する管理情報を設けたため、容易に、複写完
了領域か複写未完了領域かを判定できる。更に、アクセ
ス処理時に、他の領域の複写に先立って、当該アクセス
領域を先に複写しても、再複写を防止できる。同様に、
複写先論理ディスクを更新処理しても、更新データを複
写データで置き換えることを防止できる。

【００８６】管理情報がビットマップのため、少ない容
量で複写管理することができる。尚、ビットマップ６、
８を、各論理ディスクに設けているが、各論理ディスク
に共通な１つのビットマップで構成しても良い。

【００８７】又、論理ディスク１、２のアクセス、複写
は、周知のキャッシュメモリを用いたアクセス技術を使
用できる。即ち、物理ディスクのデータの一部が、キャ
ッシュメモリにステージングされるシステムでは、論理
ディスクへのアクセスは、先ず、キャッシュメモリをア
クセスして、該当ブロックデータを見つける。キャッシ
ュメモリに該当ブロックデータがステージングされてい
ない場合に、物理ディスクをアクセスして、該当ブロッ
クデータを得る。更新の場合も同様であり、キャッシュ
メモリ上のデータを更新する。このような周知のキャッ
シュメモリを用いても良い。この場合には、論理ディス
ク１、２は、物理ディスクとキャッシュメモリとから構
成される。

【００８８】図１３は、本発明の他の実施の形態の記憶
システムの構成図であり、記憶装置を半導体メモリで構
成した例である。図１３において、図１で示したものと
同一のものは、同一の記号で示してあり、複数のフラッ
シュメモリ１−１〜１−５のデータ領域の複写の例を示
したものである。

【００８９】メモリコントローラ３−１は、プロセッサ
（ＣＰＵ）４と、メモリ（主記憶）５とを有する。メモ
リ５には、フラッシュメモリ１−１（論理ディスク１）
のキャッシュ領域（キャッシュメモリという）７と、フ
ラッシュメモリ２−１（論理ディスク２）のキャッシュ
領域（キャッシュメモリという）９とが設けられてい
る。又、メモリ５には、フラッシュメモリ１−１（論理
ディスク１）の複写状態を管理するためのビットマップ
エリア（ビットマップという）６と、フラッシュメモリ
２−１（論理ディスク２）の複写状態を管理するための
ビットマップエリア（ビットマップという）８とが設け
られている。

【００９０】即ち、ビットマップ６、８は、図３（Ａ）
に示したように、フラッシュメモリ１−１、２−１（論
理ディスク１、２）の複写範囲の各データブロックに対
して、１ビットを割り当て、未複写ブロックを「１」、
複写済ブロックを「０」として、データブロックの複写
状態を管理する。プロセッサ４には、ファームとして、
複写プログラムが設けられている。そして、ビットマッ
プ６、８を用いて、論理ディスクの複写範囲を各データ
ブロック単位で複写する。

【００９１】このフラッシュメモリ１−１、２−１のデ
ータ領域間の複写処理は、図２で説明したものと同一で
ある。即ち、複写元をフラッシュメモリ１−１（論理デ
ィスク１と称す）、複写先をフラッシュメモリ２−１
（論理ディスク２と称す）とする。

【００９２】（Ｓ１）ホストは、コピー開始に当たり、
メモリコントローラ３−１に複写指示を与える。プロセ
ッサ４は、複写指示を受けると、ホストに複写完了を通
知する。これにより、ホストは、論理ディスク１、２の
アクセスが可能となる。

【００９３】（Ｓ２）プロセッサ４は、複写元ビットマ
ップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を
未更新に設定する。図３（Ｂ）に示すように、ビットマ
ップ６、８の各ビットは、未複写の「１」に設定され
る。

【００９４】（Ｓ３）プロセッサ４は、複写元ビットマ
ップ６を参照して、未複写ブロック情報を獲得する
（）。そして、プロセッサ４は、複写元論理ディスク
１に、対象ブロックのリードを指示する（）。これに
より、複写元論理ディスク１の対象データブロックが複
写元のキャッシュメモリ７に展開される。これをステー
ジングという（）。

【００９５】（Ｓ４）プロセッサ４は、複写元のキャッ
シュメモリ７に読み込んだ未複写データブロックを、複
写先キャッシュメモリ９に複写する（）。

【００９６】（Ｓ５）プロセッサ４は、複写元ビットマ
ップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を
更新済「０」に設定する（）。図３（Ｃ）は、この様
子を示している。そして、プロセッサ４は、複写先論理
ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写
データブロックの書き出しを指示する（）。これによ
り、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写され
た未複写データブロックの書き出される。これをライト
バックという（）。

【００９７】（Ｓ６）プロセッサ４は、複写元ビットマ
ップ６の更新ブロック情報を参照して、複写すべきデー
タブロックが残っているかを判定する。複写すべきデー
タブロックが残っていれば、ステップＳ３に戻る。逆
に、複写すべきデータブロックが残っていなければ、複
写を終了する。

【００９８】このステップＳ３〜Ｓ７の間（図２の矢印
の範囲）に、複写元及び複写先論理ディスク１、２への
Ｉ／Ｏ要求割り込みがあると、その複写処理を中断し
て、そのアクセス処理（図４乃至図１２で前述した）を
行う。

【００９９】このような半導体記憶システムは、パーソ
ナルコンピュータ等の外部記憶システムに使用される。

【０１００】上述の実施の態様の他に、本発明は、次の
ような変形が可能である。

【０１０１】(1) 前述の実施の態様では、ディスクコン
トローラ３のプロセッサ４が、複写処理を実行している
が、サーバー等のホストが複写処理を実行しても良い。
又、サーバー等のホストが、複写処理及びアクセス処理
を実行することにより、ディスクコントローラ３を削除
しても良い。

【０１０２】(2) 複写先論理ディスクの複写未完了領域
の参照アクセスにおいて、複写元論理ディスクを参照す
るとともに、複写先論理ディスクに複写しているが、複
写元論理ディスクを参照し、複写先論理ディスクの複写
は別途実行しても良い。

【０１０３】以上、本発明を実施の形態により説明した
が、本発明の主旨の範囲内で種々の変形が可能であり、
これらを本発明の範囲から排除するものではない。

【０１０４】（付記１）コピー指示に応じて、複写元の
データ領域のデータを複写先のデータ領域に複写する記
憶装置のデータ領域間の複写処理方法において、複写指
示に応じて、前記複写元のデータ領域の分割された各領
域単位で、前記複写先データ領域へ複写処理するステッ
プと、前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先デー
タ領域へのアクセスに対し、前記複写処理を中断して，
前記アクセスを処理するステップとを有し、前記アクセ
スを処理するステップは、前記複写元データ領域の複写
未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元データ
領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域
へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス対
象領域を更新するステップと、前記複写先データ領域の
複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元デ
ータ領域の前記アクセス対象領域を参照するステップ
と、前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新ア
クセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対
象領域を更新して、当該領域の複写を禁止するステップ
とを有することを特徴とする記憶装置のデータ領域間の
複写処理方法。

【０１０５】（付記２）前記複写元データ領域は、第1
の論理デイスクで構成され、前記複写先のデータ領域
は、第２の論理デイスクで構成されたことを特徴とする
付記１の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。

【０１０６】（付記３）前記複写ステップは、前記各領
域の複写状況を示す管理情報を参照して、次の複写領域
を決定するステップと、前記複写領域の複写完了時に、
前記複写領域の管理情報を更新するステップとを有し、
前記アクセス処理ステップは、前記管理情報を参照し
て、前記アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了
領域かを判定するステップを有することを特徴とする付
記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。

【０１０７】（付記４）前記複写先論理ディスクの複写
未完了領域への参照ステップは、前記複写元論理ディス
クの前記アクセス対象領域を参照した後、前記参照した
複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を、前記複
写先論理ディスクへ複写するステップからなることを特
徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写
処理方法。これにより、参照と共に、複写が可能とな
る。

【０１０８】（付記５）前記アクセスステップは、前記
複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を、前記複
写先論理ディスクへ複写した時に、前記アクセス対象領
域の管理情報を更新するステップを更に有することを特
徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写
処理方法。これにより、アクセス処理により、先に複写
を行っても、管理情報が、正確に複写状況を示すことが
できる。

【０１０９】（付記６）前記複写ステップは、前記複写
元論理ディスクの各領域の複写状況を示す前記管理情報
を参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記
複写元論理ディスクの対象領域をメモリに読み出すステ
ップと、前記対象領域を読み出した後に、前記管理情報
を更新するステップと、前記メモリの前記対象領域を前
記複写先論理ディスクに書き込むステップとを有するこ
とを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間
の複写処理方法。対象領域をメモリに読みだしたことに
より、管理情報を、更新することにより、複写元論理デ
ィスクのアクセスが可能となる。

【０１１０】（付記７）前記複写ステップは、前記各領
域の複写状況を示すフラグで示すビットマップを参照し
て、次の複写領域を決定するステップと、前記複写領域
の複写完了時に、前記ビットマップの前記複写領域のフ
ラグを更新するステップを有することを特徴とする付記
１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。管
理情報をビットマップで表現するため、管理情報の占め
るメモリ領域を少なくすることができる。

【０１１１】（付記８）前記複写ステップは、前記複写
指示に応じて、複写完了を通知するステップを更に有す
ることを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領
域間の複写処理方法。これにより、アクセス元は、直ち
にアクセスが可能となったことを知ることができる。

【０１１２】（付記９）一のデータ領域と他のデータ領
域とを有する記憶装置と、アクセス指示に応じて、指定
されたデータ領域のデータをアクセスし、且つ複写指示
に応じて、複写元のデータ領域の分割された各領域単位
で、複写先データ領域へ複写処理する記憶制御回路とを
有し、前記記憶制御回路は、前記複写元データ領域の複
写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元デー
タ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領
域へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス
対象領域を更新し、前記複写先データ領域の複写未完了
領域への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の
前記アクセス対象領域を参照し、前記複写先データ領域
の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先
データ領域の前記アクセス対象領域を更新し、前記対象
領域の複写を禁止することを特徴とする記憶システム。

【０１１３】（付記１０）前記記憶装置は、前記一のデ
ータ領域を構成する一の論理ディスクと、前記他のデー
タ領域を構成する他の論理ディスクとを有することを特
徴とする付記９の記憶システム。

【０１１４】（付記１１）前記複写元データ領域の前記
各領域の複写状況を示す管理情報を記憶するメモリを有
し、前記制御回路は、前記メモリの管理情報を参照し
て、前記アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了
領域かを判定することを特徴とする付記９又は１０の記
憶システム。

【０１１５】（付記１２）前記記憶装置は、前記データ
の記録再生を行うデイスク記憶装置で構成されたことを
特徴とする付記９又は１０又は１１の記憶システム。

【０１１６】（付記１３）前記記憶装置は、前記データ
の読取書き込みを行う半導体メモリで構成されたことを
特徴とする請求項９又は１０又は１１の記憶システム。

【０１１７】（付記１４）コピー指示に応じて、複写元
のデータ領域のデータを複写先のデータ領域に複写する
ためのプログラムを格納する記憶媒体であって、前記プ
ログラムは、前記複写元のデータ領域の分割された各領
域単位で、前記複写先データ領域へ複写処理する情報
と、前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先データ
領域へのアクセスに対し、前記複写処理を中断して、前
記アクセスを処理する情報とを有し、前記アクセスを処
理する情報は、前記複写元データ領域の複写未完了領域
への更新アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記
アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した
後、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を更
新する情報と、前記複写先データ領域の複写未完了領域
への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記
アクセス対象領域を参照する情報と、前記複写先データ
領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複
写先データ領域の前記アクセス対象領域を更新し、前記
アクセス対象領域の複写を禁止する情報とを有すること
を特徴とする記憶媒体。

【０１１８】（付記１５）前記複写元データ領域は、第
1の論理デイスクで構成され、前記複写先のデータ領域
は、第２の論理デイスクで構成されたことを特徴とする
付記１４の記憶媒体。

【０１１９】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
次の効果を奏する。

【０１２０】(1) 複写元論理ディスク等のデータ領域を
複数に分割し、分割された領域単位で、複写先論理ディ
スク等の他のデータ領域へ複写するようにして、複写中
に、アクセス要求があった時は、複写動作を中断し、ア
クセス要求を実行するため、実データを複写しながら、
アクセス要求を受け付け、複写元及び複写先論理ディス
クへの参照及び更新アクセスを行うことができる。

【０１２１】(2) このようにしても、複写元論理ディス
ク等のデータ領域の複写未完了領域への更新アクセス
は、複写元論理ディスク等のデータ領域のアクセス対象
領域を、複写先論理ディスクへ複写した後、複写元論理
ディスクのアクセス対象領域を更新するので、複写指示
時の更新前のデータを複写することができる。

【０１２２】(3) 複写先論理ディスクの複写未完了領域
への参照アクセスに対し、複写元論理ディスクの当該領
域のデータを読みだすため、複写先論理ディスクの複写
未完了領域であっても、当該領域の複写データを参照す
ることができる。

【０１２３】(4) 複写先論理ディスクの複写未完了領域
への更新アクセスは、複写先論理ディスクを更新データ
で更新した後、その領域の複写を禁止するので、複写先
論理ディスクの当該領域の更新データが、複写により変
化することを防止できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施の態様のディスク制御装置のブ
ロック図である。

【図２】本発明の一実施の態様のコピー処理フロー図で
ある。

【図３】図１のビットマップの説明図である。

【図４】本発明の一実施の態様の複写中の参照処理フロ
ー図である。

【図５】本発明の一実施の態様の複写中の更新処理フロ
ー図である。

【図６】複写中のアクセスパターンの説明図である。

【図７】本発明の一実施の態様の複写元の複写完了部へ
の参照動作説明図である。

【図８】本発明の一実施の態様の複写元の複写完了部へ
の更新動作説明図である。

【図９】本発明の一実施の態様の複写元の複写未完了部
への参照動作説明図である。

【図１０】本発明の一実施の態様の複写先の複写未完了
部への参照動作説明図である。

【図１１】本発明の一実施の態様の複写元の複写未完了
部への更新動作説明図である。

【図１２】本発明の一実施の態様の複写先の複写未完了
部への更新動作説明図である。

【図１３】本発明の他の実施の態様の構成図である。

【図１４】従来の二重化切り離しシステムの構成図であ
る。

【図１５】従来の二重化切り離しシステムの動作説明図
である。

【図１６】従来のログストラクチャシステムの説明図で
ある。

【図１７】従来のコンカレントコピーシステムの説明図
である。

【符号の説明】

１ 論理ディスク（複写元データ領域） ２ 論理ディスク（複写先データ領域） ３ ディスクコントローラ ４ ＣＰＵ ５ メモリ ６、８ ビットマップメモリ ７、９ キャッシュメモリ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 加藤 匡史 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番 １号 富士通株式会社内

Claims (10)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 コピー指示に応じて、複写元のデータ領
   域のデータを複写先のデータ領域に複写する記憶装置の
   データ領域間の複写処理方法において、 複写指示に応じて、前記複写元のデータ領域の分割され
   た各領域単位で、前記複写先データ領域へ複写処理する
   ステップと、 前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先データ領域
   へのアクセスに対し、前記複写処理を中断して、前記ア
   クセスを処理するステップとを有し、 前記アクセスを処理するステップは、 前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセ
   スに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領
   域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元
   データ領域の前記アクセス対象領域を更新するステップ
   と、 前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセ
   スに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領
   域を参照するステップと、 前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセ
   スに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領
   域を更新して、当該領域の複写を禁止するステップとを
   有することを特徴とする記憶装置のデータ領域間の複写
   処理方法。
2. 【請求項２】 前記複写元データ領域は、第1の論理デ
   イスクで構成され、 前記複写先のデータ領域は、第２の論理デイスクで構成
   されたことを特徴とする請求項１の記憶装置のデータ領
   域間の複写処理方法。
3. 【請求項３】 前記複写ステップは、 前記各領域の複写状況を示す管理情報を参照して、次の
   複写領域を決定するステップと、 前記複写領域の複写完了時に、前記複写領域の管理情報
   を更新するステップとを有し、 前記アクセス処理ステップは、 前記管理情報を参照して、前記アクセス対象領域が複写
   完了領域か複写未完了領域かを判定するステップを有す
   ることを特徴とする請求項1又は２の記憶装置のデータ
   領域間の複写処理方法。
4. 【請求項４】 一のデータ領域と他のデータ領域とを有
   する記憶装置と、 アクセス指示に応じて、指定されたデータ領域のデータ
   をアクセスし、且つ複写指示に応じて、複写元のデータ
   領域の分割された各領域単位で、複写先データ領域へ複
   写処理する記憶制御回路とを有し、 前記記憶制御回路は、 前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセ
   スに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領
   域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元
   データ領域の前記アクセス対象領域を更新し、前記複写
   先データ領域の複写未完了領域への参照アクセスに対
   し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参
   照し、前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新
   アクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス
   対象領域を更新し、前記対象領域の複写を禁止すること
   を特徴とする記憶システム。
5. 【請求項５】 前記記憶装置は、前記一のデータ領域を
   構成する一の論理ディスクと、前記他のデータ領域を構
   成する他の論理ディスクとを有することを特徴とする請
   求項４の記憶システム。
6. 【請求項６】 前記複写元データ領域の前記各領域の複
   写状況を示す管理情報を記憶するメモリを有し、 前記制御回路は、 前記メモリの管理情報を参照して、前記アクセス対象領
   域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定することを
   特徴とする請求項４又は５の記憶システム。
7. 【請求項７】 前記記憶装置は、前記データの記録再生
   を行うデイスク記憶装置で構成されたことを 特徴とする請求項４又は５又は６の記憶システム。
8. 【請求項８】 前記記憶装置は、前記データの読取書き
   込みを行う半導体メモリで構成されたことを特徴とする
   請求項４又は５又は６の記憶システム。
9. 【請求項９】 コピー指示に応じて、複写元のデータ領
   域のデータを複写先のデータ領域に複写するためのプロ
   グラムを格納する記憶媒体であって、 前記プログラムは、 前記複写元のデータ領域の分割された各領域単位で、前
   記複写先データ領域へ複写処理する情報と、 前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先データ領域
   へのアクセスに対し、前記複写処理を中断して、前記ア
   クセスを処理する情報とを有し、 前記アクセスを処理する情報は、 前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセ
   スに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領
   域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元
   データ領域の前記アクセス対象領域を更新する情報と、 前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセ
   スに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領
   域を参照する情報と、 前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセ
   スに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領
   域を更新し、前記アクセス対象領域の複写を禁止する情
   報とを有することを特徴とする記憶媒体。
10. 【請求項１０】前記複写元データ領域は、第1の論理デ
    イスクで構成され、前記複写先のデータ領域は、第２の
    論理デイスクで構成されたことを特徴とする請求項９の
    記憶媒体。