JP2002032197A - ディスクアレイ記憶装置の論理ボリュームの透過交換方法 - Google Patents

ディスクアレイ記憶装置の論理ボリュームの透過交換方法

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Abstract

(57)【要約】 【課題】 本発明は一般的にはデータ処理システムの管
理に関する、より詳細には、ディスクアレイ記憶装置の
管理に関する。 【解決手段】 物理ディスク記憶装置上の活動度の負荷
平均化は、ディスク利用情報を得るために、物理ディス
ク記憶装置上の論理ボリューム等の、物理ディスク記憶
装置上の隣接する記憶位置のブロックへの読取りおよび
書込みをモニターすることによって達成される。ディス
ク利用情報は１つのブロック対の選択をもたらす。それ
によって生じる悪影響を確定するテストの後で交換を行
い、個々の物理ディスク記憶装置上に一層平均にロード
を分散する。交換は、交換されるデータのコピーを受け
取る一対の特別に構成された論理ボリュームの使用を含
み、交換を行うために、ブロック対のブロックの構成を
おこない、ブロック対の元のもう一方のブロックへ転送
する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【関連出願の説明】本発明は、継続中の１９９８年８月
２８日出願の米国特許出願番号０９／１４３，６８３号
の一部継続出願であり、同出願は継続中の１９９８年１
月２日出願の米国特許出願番号０９／００２，４２８号
の一部継続出願であり、同出願は継続中の１９９７年１
０月６日出願の米国特許出願番号０８／９４４，６０６
号の一部継続出願であり、これらは全て本発明と同一の
出願人に譲渡されている。本発明の出願人に譲渡されて
いる、１９９７年４月２５日出願の米国特許出願番号０
８／８４２，９５３号「コモンデータセットへの独立か
つ同時アクセス方法および装置」と、本発明と同日に出
願された米国特許出願（代理人番号第０７０７２／９２
９００１号）「記憶サブシステム再構成用メールボック
ス」は、本発明と同一の出願人に譲渡されており、参考
文献として本明細書に組み込まれている。
【０００２】
【発明の属する技術分野】本発明は一般的にはデータ処
理システムの資源管理に関し、より詳細にはディスクア
レイ記憶装置の管理に関する。
【０００３】
【従来技術】現在では多くのデータ処理システムがディ
スクアレイ記憶装置に組み込まれている。これらのデバ
イスの各々は、論理ボリューム中に配置された複数の物
理ディスクを有している。これらのディスク上のデータ
はコマンド、特に１つまたはそれ以上のホスト処理装置
からの読取り／書込みコマンドに応答する種々の入出力
制御プログラムを介してアクセス可能である。本発明の
出願人による市販されているシメトリクス５５００シリ
ーズの統合キャッシュディスクアレイは、そのようなデ
ィスクアレイ記憶装置の１つの例である。この特定のア
レイは、数テラバイト以上に達する大量のデータを記憶
する能力を有する、複数の物理ディスク記憶装置または
ドライブを備える。そのような資源の管理が非常に重要
になる理由は、そのようなアレイの能力の非効果的な利
用が、データ処理システム全体の効率に重大な影響を及
ぼす可能性があるからである。
【０００４】一般的にシステム管理者は、直接アクセス
記憶装置の初期化に際し、格納されるデータセットの幾
つかの特性を決定する。これらの特性として、データセ
ットサイズ、ボリューム名およびシステムによっては論
理ボリュームと多重ホスト処理システムにおける特定ホ
スト処理装置との間の対応を挙げることができる。その
後、システム管理者はこの情報を使用して、種々のデー
タセットを異なる物理デバイスに亘って分散させること
によって、つまり、複数のアプリケーションによる物理
デバイスの同時使用が回避されることを見込んで、ディ
スクアレイ記憶装置を構成する。この限定された情報に
基づく割り当ては不適切になることがよくある。これが
生じると、原構成（コンフィギュレーション）はデータ
処理システム全体の効率を非常に低下させることがあ
る。
【０００５】この問題を解消する１つの試みとして、特
定のデータセットをロードする前にディスクアレイ記憶
装置の処理オペレーションの解析を先行させ、その後デ
ータセットのロード位置を決定することが提案されてい
る。例えば、ハーツング（Ｈａｒｔｕｎｇ）他による米
国特許第４，６３３，３８７号には、多重ユニットデー
タ処理システムにおける負荷平均化が開示されており、
ここではホストは複数の記憶装置ディレクタを介して複
数のディスク記憶ユニットで作動する。このアプローチ
によれば、最も忙しくない記憶装置ディレクタがより繁
忙な記憶装置ディレクタになすべき仕事を要求する。繁
忙側記憶装置ディレクタは仕事送り側ユニットとして、
仕事要求側または非繁忙側記憶装置ディレクタに仕事を
供給する。
【０００６】マクブライド（ＭｃＢｒｉｄｅ）他による
米国特許第５，２３９，６４９号には、アプリケーショ
ンの長時間実行の間にチャネルパス上の負荷を平均化す
るシステムが開示されている。この負荷平均化方式によ
れば、ボリュームの選択は呼側ホストに類似性のあるも
のによってなされる。それぞれの結合チャネルパスにま
たがる負荷も計算される。異なるアプリケーションから
生じる負荷の異なる大きさを考慮して、最少の不使用チ
ャネルパスに結合されたボリュームを選択するよう計算
は加重される。最適ボリュームは次ぎに処理されるボリ
ュームとして選択される。その後、ボリューム処理と関
連する負荷は、それぞれの結合チャネルパスに亘って平
均的に分散すると仮定して、各チャネル上のモニターさ
れた負荷が、新しく選択されたボリュームと関連する負
荷を含むように更新される。その結果、後続のボリュー
ムの選択は更新された負荷情報に基づくことになる。こ
の方法は、直ちに次の残余ボリューム選択処理の間継続
する。
【０００７】別のアプローチとして、ページ（Ｐａｇ
ｅ）による米国特許第３，７０２，００６号には、多重
タスキング可能なデータ処理システムにおける負荷平均
化が開示されている。連続する割り当てルーチンの間の
時間間隔を通して、各入出力デバイスが各々のタスクに
よりアクセスされる回数がカウントされる。各割り当て
がなされている間、カウントと時間間隔を利用した解析
が行われ、現在のタスクによる各デバイスの利用度が評
価される。割り当て中のタスクによる予想利用度も同様
に評価される。その後、平均化された入出力活動度を得
るために、評価された現在の利用度と予想利用度とが、
データセットを最少利用度の入出力デバイスへ割り付け
る試みの基準として考慮され使用される。
【０００８】前述の参考文献の各々は、データセットに
ついての明確な、または推定された知識に基づく、個々
のデータセットの特定の位置を選択することによって負
荷平均化が得られるシステムを開示している。個々のデ
ータセットは手動で再構成しない限り所定の物理ディス
クに残ったままになる。いずれのシステムもディスクア
レイ記憶システム内に存在するデータセットの動的な再
割り付けまたは配置による負荷平均化の実現を示唆して
いない。
【０００９】別の負荷平均化アプローチは、冗長な別の
物理ディスクドライブ間での読取り処理の分割を含んで
いる。冗長性は記憶システムを構成する際にもやはり考
慮されるべきものであり、種々の記憶システムの実現の
ための重要な要因になってきている。１９９８年１０月
６日に発行された米国特許第５，８１９，３１０号は、
ミラーデータを記憶するための２つのデバイスコントロ
ーラと、関連ディスクドライブとを含むディスクアレイ
記憶装置を備える冗長記憶システムを開示している。デ
ィスクドライブの各々は論理ボリュームに分割されてい
る。各デバイスコントローラは異なる読取り処理をもた
らすことができ、対応するディスクドライブからデータ
を取り出す際に使用される読取り処理を確立する、対応
テーブルを含んでいる。各ディスクコントローラは、対
応テーブルを使用して適切な読取り処理を選択するため
に、また指定された論理ボリュームを含む適切な物理記
憶装置からデータを転送するために、論理ボリュームを
識別する読取りコマンドに応答する。
【００１０】従って、このミラーシステムが実行される
場合、単一の論理ボリュームを含む読取り処理は必ずし
も単一の物理デバイスから生じるのではない。むしろ特
定の論理ボリュームの異なる部分に対する読込みコマン
ドは、論理ボリューム中の予め選択されたトラックから
読取るためのミラーデータのいずれか１つに向けること
ができる。このような処理を行うことによって、限定さ
れた負荷平均化がもたらされて、シークタイムが減少す
る。
【００１１】他の冗長技法やストライプ技法は、論理ボ
リュームを、隣接する記憶場所のブロック内の個々の物
理ドライブ上に格納されるサブボリュームに分割するこ
とによって、負荷を複数のドライブに亘って分散する傾
向にある。しかし、物理ドライブが、複数の論理ボリュ
ーム、サブボリュームまたは隣接する記憶場所の他の形
式のブロックを有していると、その最終的な結果は、物
理ディスクドライブの全体については負荷を平均化しな
い場合がある。つまり、前述の参考文献のいずれも、現
実の使用に基づく物理アドレス空間の動的再割り当てを
提供する方法を開示も示唆もしていない。
【００１２】一旦、動的再割り当てのための論理ボリュ
ームが選択されると、交換またはスワップが、バッファ
のように作動するよう１つの物理ディスクドライバの未
使用領域を選択することによって起こる。これは物理デ
ィスク記憶装置または、動的予備物理ディスク記憶装置
の未使用領域であってもよい。動的な予備部品としての
汎用物理ディスク記憶装置は従来から知られている。別
の環境において、図２のメモリ３３等のキャッシュメモ
リをバッファとして使用することが可能である。単一の
バッファを使用する場合、並行コピーまたは他の転送手
順は、（１）第１の論理ボリュームを第１の物理ディス
ク記憶装置からバッファへ、（２）第２の論理ボリュー
ムを第１の物理ディスク記憶装置内の対応する領域へ、
（３）論理ボリュームバッファを第２の論理ボリューム
に含まれる第２の物理ディスク記憶装置内の領域へ移動
できる。並行コピーまたは他の転送手順は、交換をオン
ラインで行うことを可能にするが、転送中に許容できな
い程の性能低下を起こす場合がある。
【００１３】前述の米国特許出願番号０９／１４３，６
８４で説明されるように、論理ボリュームはＢＣＶと同
様に作動し、前述の米国特許出願番号０９／００２，４
７８で説明されるように、このような交換を行うのに適
合されうる。例えば、第１および第２の論理ボリューム
が選択されると仮定すると、交換プロセスは、まず最初
に、データを第１および第２の論理ボリュームから第１
および第２のＢＣＶ論理ボリュームへそれぞれ転送でき
る。第１および第２の論理ボリュームを認識した後で、
第２のＢＣＶ論理ボリュームの内容を新しいレコード、
つまり旧第１の論理ボリュームへ転送し、ＢＣＶ論理ボ
リュームの内容を新しいレコード、つまり旧第２の論理
ボリュームへ転送することで交換が完了する。
【００１４】ＢＣＶ論理ボリュームとこのようなデバイ
スに関連する基本コマンドを利用するこのアプローチ
は、追加のオペレーションを必要とする。従って、特定
のアプリケーションにおいては、通常の処理手順に著し
い遅延を生じる場合があるので、すべてのユーザやアプ
リケーションソフトウエアに対し透過的に転送を行うこ
とができない。さらに、従来のＢＣＶコマンド自体、特
定の交換要求転送には容易に適合しないので、交換を行
うプロセスは煩わしいものになる。
【００１５】
【発明が解決しようとする課題】したがって本発明の目
的は、複数の物理ディスク記憶装置の動的再割り当てを
もたらし、各物理ディスク記憶装置上のロード要求のい
かなる不均衡も減少させることである。
【００１６】本発明の別の目的は、物理ディスク記憶装
置と論理ボリュームの通常のオペレーションや、ユーザ
またはアプリケーションソフトウエアに対し透過的に物
理ディスク記憶装置上の論理ボリュームを動的に割り当
てる方法を提供することである。
【００１７】さらに本発明の他の目的は、簡単なプロセ
スを利用する、物理ディスク記憶装置の論理ボリューム
の動的割り当てを提供することである。
【００１８】さらに本発明の別の目的は、転送中に、論
理ボリュームのための先存する冗長性を損なうことな
く、ディスクアレイ記憶装置の論理ボリュームの動的割
り当てを提供することである。
【００１９】
【課題を解決するための手段】本発明の１つの態様によ
れば、それぞれ第１と第２のデータ処理識別を有する２
つの論理ボリュームは、それぞれ、第１と第２の論理ボ
リュームと、第３と第４の論理ボリュームとのデータ交
換パスを確立することで交換される。次に、第１と第２
の論理ボリュームに対するＩ／Ｏ要求に応答して独立か
つ同時に、第１と第２の論理ボリュームのデータは、第
３と第４の論理ボリュームのデータにそれぞれコピーさ
れる。次に、第１と第２の論理ボリュームは、それぞれ
第２と第１のデータ処理識別を有するよう構成される。
その後、第３と第４の論理ボリュームのデータは、それ
ぞれ前記第２と第１の論理ボリュームに転送される。
【００２０】本発明の別の態様によれば、第１のミラー
論理ボリュームにミラーである第１の論理ボリュームに
格納されたデータは、第２のミラー論理ボリュームにミ
ラーである第２の論理ボリュームに格納されたデータと
交換される。この方法は、それぞれ、第１と第２の論理
ボリュームと、第３と第４の論理ボリュームとのデータ
交換パスを確立し、次に第１と第２の論理ボリュームに
対するＩ／Ｏ要求に応答して独立かつ同時に、第１と第
２の論理ボリュームのデータを第３と第４の論理ボリュ
ームのデータにそれぞれコピーする段階を備えている。
コピーの終了と同時に、それぞれ、第１と第２の論理ボ
リュームは、第２と第１のミラー論理ボリュームにミラ
ーに構成され、次に、第１と第２のミラー論理ボリュー
ムセットは、それぞれ前記第２と第１の論理ボリューム
に転送される。
【００２１】請求の範囲は本発明の主旨を特に指摘し明
瞭にクレームしている。本発明の種々の目的、利点およ
び新規な特徴は、同一の引用符号が同一部分を表す添付
図面と併せて、以下の詳細な説明を読むことで完全に明
らかになる。
【００２２】
【発明の実施の形態】図１は、ブロック図の形態で、典
型的なデータ処理システム３０として、例えば、多数の
データ記憶システムつまり物理ディスク記憶装置３１
Ａ、３１Ｂ、３１Ｃ、３１Ｄおよび３１Ｅと、キャッシ
ュメモリ３３とを備えるシステムメモリ３２といったデ
ータメモリシステムを含む、シメトリクス５５００シリ
ーズの統合キャッシュディスクアレイを示している。こ
の特定の実施形態において、データ処理システム３０
は、対応する物理ディスク記憶装置３１Ａから３１Ｅの
１つに接続された複数のデバイスコントローラ３４Ａ、
３４Ｂ、３４Ｃおよび３４Ｅと、物理ディスク記憶装置
に接続された他のコントローラを表すデバイスコントロ
ーラ３４Ｘとを含んでいる。各デバイスコントローラ
は、公知の基本構造または前記の米国出願番号０８／６
５４，１４３で説明したミラーオペレーションと関連す
るより高度な構造を備えることができる。
【００２３】デバイスコントローラ３４Ａは、ミラー論
理ボリュームＭ１−ＬＶＡ、Ｍ１−ＬＶＢ、Ｍ１−ＬＶ
ＣおよびＭ１−ＬＶＤに分割された、対応する物理ディ
スク記憶装置３１Ａとともに示されている。デバイスコ
ントローラ３４Ｅは、ミラー論理ボリュームＭ２−ＬＶ
Ａ、Ｍ２−ＬＶＢ、Ｍ２−ＬＶＣおよびＭ２−ＬＶＤを
格納する別の物理ディスク記憶装置３１Ｅを制御する。
物理ディスク記憶装置３１Ａおよび３４Ｅ内の論理ボリ
ュームは、説明の目的上、同一サイズを持つものとす
る。しかし、物理ディスク記憶装置内のミラーおよび非
ミラー論理ボリュームは異なるサイズであってもよい。
例えば、物理ディスク記憶装置３１Ｂは２つの論理ボリ
ュームＬＶＥおよびＬＶＦで表示されている。
【００２４】ＬＶＥ論理ボリュームが物理ディスク記憶
装置３１Ａ内の論理ボリュームと同一サイズであり、論
理ボリュームＬＶＦが論理ボリュームＬＶＥのサイズの
３倍の大きさであると仮定する。物理ディスク記憶装置
３１Ｃは論理ボリュームＬＶＡと同一サイズの論理ボリ
ュームＬＶＨの２倍の大きさを有する論理ボリュームＬ
ＶＧを備えるように示されている。物理ディスク記憶装
置３１Ｄは、論理ボリュームＬＶＩを備えており、これ
は論理ボリュームＬＶＪの３倍の大きさあり、ＬＶＪは
論理ボリュームＬＶＡと同一サイズである。
【００２５】さらに、１つの物理ディスク記憶装置内の
ミラー化論理ボリュームは、単一ミラーリング物理ディ
スク記憶装置上にミラー化されることを必要とする要求
はない。例えば、ＬＶＪとＭ２−ＬＶＡ論理ボリューム
の記憶場所は置き換えることができる。実際の運用にお
いては、論理ボリュームの絶対的および相対的サイズや
論理ボリュームの位置は変更できることは明らかであ
る。
【００２６】さらに、図１を参照すると、単一の処理装
置つまりホスト３５、相互接続データアクセスチャネル
３６およびホストアダプタ３７は、システムバス３８で
システムメモリ３２に接続する。典型的なデータ処理シ
ステム３０は、多重ホストアダプタを含んでおり並列に
システムバス３８に接続する。また、１つまたはそれ以
上のホストが各ホストアダプタに接続している。
【００２７】サービス処理装置つまりシステム管理コン
ソール４０は、追加の処理装置を含み、これはデバイス
コントローラ３４Ａへの並列または他の通信リンクによ
って、典型的には１つ以上のデバイスコントローラ３４
Ａ等のデバイスコントローラを経由して、システムバス
３８に接続する。システム管理コンソール４０は、シス
テムオペレータがデータ処理システム３０を構成、制御
およびモニターするためのセットアップおよび診断プロ
グラムを実行することを可能にする。本質的に、システ
ム管理コンソール４０は、オペレータがホストアダプタ
３７、デバイスコントローラ３４Ｂおよびシステムメモ
リ３２との通信を確立することを可能にする。種々のホ
スト、ディスクアダプタ、サービス処理装置管理システ
ム間の通信の１つのアプローチが、前記の米国特許出願
（代理人番号０７０７２１／９２９００１）で説明され
ている。
【００２８】ホストアダプタ３７またはデバイスコント
ローラ３４Ａ、３４Ｂ等の構成要素がシステムメモリ３
２にアクセスする前に、この構成要素はシステムバス３
８へのアクセスを得る必要がある。従来のバスアクセス
ロジック４１は、これらの構成要素からアクセス要求信
号を受け取り、所定の時間にその構成要素のただ１つの
みにアクセスを認める。多種多様の公知の調停スキーム
は、多重処理装置とシステムメモリ３２等の共有システ
ムメモリーとを用いるデータ記憶システムでの使用に適
している。
【００２９】図２のシステムメモリ３２は、付加的構成
要素として、キャッシュメモリ３３内に記憶されたデー
タアドレスを含む指示を与える、キャッシュ・インデッ
クス・ディレクトリ４２を含んでいる高速ランダムアク
セス半導体メモリーであることが好ましい。好ましい実
施形態において、キャッシュ・インデックス・ディレク
トリ４２は、論理デバイス、シリンダおよびトラックの
ための階層テーブルとして構成される。システムメモリ
３２はまた、データ構造４３および待ち行列４４のため
の領域を含む。システムメモリ３２の基本オペレーショ
ンはヤナイ他による１９９３年４月２７日に発行の米国
特許第５，２０６，９３９号で説明されている。また、
システムメモリ３２、特にキャッシュメモリ３３は永久
キャッシュメモリーとして知られるメモリー領域を含む
ことができる。公知のように、データ構成要素は、それ
らが特別に消去されない限り永久キャッシュメモリー内
に残る。
【００３０】各々のホストアダプタと各々のデバイスコ
ントローラとの調整は、システムメモリ３２、特にキャ
ッシュメモリ３３を各ホストアダプタと各デバイスコン
トローラ間のバッファとして使用することによって単純
化される。そのようなシステムは、例えば米国特許第
５，２０６，９３９号で説明されている。そのようなシ
ステムではキャッシュメモリ３３を管理する専用処理装
置を備える必要がない。その代わりとして、ホストアダ
プタまたはデバイスコントローラの各々が、ホストアダ
プタ３７内のキャッシュ管理プログラム４５や、デバイ
スコントローラ３４Ａから３４Ｘの各々のキャッシュ管
理プログラム４６Ａ、４６Ｂの１つといった、それぞれ
のキャッシュ管理プログラムを実行する。システム管理
プログラム４７は、システム管理コンソール４０のため
に同様の機能を果たし、オペレータがシステムを構成す
るのを可能にする。キャッシュ管理プログラムの各々
は、キャッシュ・インデックス・ディレクトリ４２にア
クセスし、種々のコマンドを記憶するためにデータ構造
および待ち行列をオペレーションする。さらに詳細に
は、ホストアダプタ３７内のキャッシュ管理プログラム
４５は、ホスト３５からのデータをキャッシュメモリ３
２に書込み、キャッシュ・インデックス・ディレクトリ
４２を更新する。
【００３１】さらに、各キャッシュメモリー管理部は統
計量を収集する。キャッシュメモリ管理部４５は多数の
パラメータに関する統計量を蓄積する。本発明の目的の
ためには、ホスト３５または接続ホストによって要求さ
れる読取り／書込みオペレーションの数が重要である。
同様に、各々のデバイスコントローラ３４Ａ−３４Ｘ内
の各々のキャッシュメモリ管理部４６Ａ−４６Ｘは、各
接続物理ディスク記憶装置上ににある論理ボリューム用
の統計値を収集する。システム管理コンソール４０内の
モニタ５０は、これらのキャッシュメモリー管理部を統
合して所定間隔で適切な統計値を得る。
【００３２】前述のことから、論理ボリュームの負荷の
全ての測定値に含まれるディスクオペレーションは、読
取りおよび書込みオペレーションを含むことになる。読
取りオペレーションはさらに読取りヒット、読取りミス
およびシーケンシャル読取りオペレーションに分類する
ことができる。読取りヒットオペレーションは、読取る
べきデータがキャッシュメモリ３３内にある場合に発生
する。読取りミスは読取るべきデータがキャッシュメモ
リ３３内で利用できない場合に発生し、物理ディスク記
憶装置から転送される必要がある。シーケンシャル読取
りオペレーションは、アドレス指定された記憶場所から
連続して生じる。
【００３３】システムは２つのタイプの書込みオペレー
ションで作動する。第１のオペレーションは、ホスト３
５からキャッシュメモリ３３へデータを転送する。第２
のタイプは、キャッシュメモリ３３から物理ディスク記
憶装置へデータを転送する。第２のタイプは、バックグ
ラウンドモードで作動するので、データが物理ディスク
記憶装置に書込まれる前に、ホスト３５は、ある記憶場
所に何度もデータを書込むことが可能である。したがっ
て、第２のタイプの書込みオペレーション回数は、通常
第１のタイプの書込みオペレーション回数に合致せずそ
れよりも少なくなる。
【００３４】このバックグラウンドで、本発明による論
理ボリュームの物理ディスク上への適切な再割り当てを
決定する１つの特定のプログラムをバックグラウンドに
関して説明できる。如何なるプログラムも、各キャッシ
ュメモリー管理部から周期的に統計量を取り出す性能モ
ニタ５０が供給する情報に依存している。周期性は従来
のサンプリング基準によって選択される。典型的な周期
は１５分ないし３０分またはそれ以上である。統計量の
各組がタイム・スタンプされて論理ボリュームによって
蓄積されるので、読取りオペレーション回数、読取りヒ
ット比率、シーケンシャル読取り比率およびテスト期間
全体にわたる全読取りオペレーション回数が得られる。
図１に示される１つの特定の負荷平均化プログラム５１
が図２Ａおよび２Ｂにしたがって実行され、全体的には
ステップ６０によって示される、収集されモニターされ
た性能から一対の論理ボリュームの再割り当てまたは交
換が生成される。詳細には、解析を行うべき時であれ
ば、決定ステップ６１として表示される待機ループは、
ステップ６２の性能モニタ５０によってテスト期間に関
係のある全ての統計量を取り出す制御に進む。
【００３５】負荷平均化プログラム５１は、ステップ６
３を使用して交換可能な論理ボリューム対のリストを判
定する。このリストを判定する際に評価すべき幾つかの
基準がある。まず第１に、交換可能論理ボリュームは同
一サイズでなければならない。実際問題として殆どの論
理ボリュームは比較的少数の物理サイズの１つから選択
されることになる。第２に、交換される２つの論理ボリ
ューム間の如何なる相互関係をも調査して、交換を不可
能にする何らかの理由があるか否かを判定する必要があ
る。例えば、同一物理ディスク記憶装置上の論理ボリュ
ームの交換は一般的に殆どもしくは全く効果がない。前
述の米国出願番号０８／６５３．１５４で説明したミラ
ーリングや他の冗長性は、利用可能かつ交換可能な論理
ボリュームの対をさらに制限することがある。例えば、
通常、ミラー論理ボリュームは、同一の物理ディスク記
憶装置上には、なおさら同一のコントローラまたは隣接
コントローラ上にある物理ディスク記憶装置上には存在
することが不可能である。ＲＡＩＤ−５冗長性の場合、
交換可能論理ボリューム対は通常同一のパリティー群内
にある論理ボリュームに限られる。
【００３６】図１の特定の実施例において、サイズに従
えば、論理ボリュームＬＶＡないしＬＶＥ、ＬＶＨおよ
びＬＶＪは、全て可能性のある交換候補である。同様
に、論理ボリュームＬＶＦとＬＶＩとは交換候補であ
る。図２に示す特定の実施形態には、ＬＶＧと交換され
る候補としての論理ボリュームは無い。
【００３７】機能的基準を使用すれば、物理ドライブ３
１Ａ中の論理ボリュームＭ１−ＬＶＡと交換できる可能
性のある論理ボリュームとして、ミラー交換が効果がな
いと仮定すると、論理ボリュームＬＶＥ、ＬＶＨおよび
ＬＶＪを挙げることができる。物理ディスク３１Ａ内の
論理ボリュームＬＶＡを、物理ディスク３１Ｅ内のどの
論理ボリュームＬＶＢないしＬＶＤと交換することも不
可能であるが、この理由は、論理ボリュームＬＶＡの両
ミラーが同一の物理ディスクドライブ上に存在できるか
らである。他の可能性のある論理ボリューム対として
は、ＬＶＡ−ＬＶＨ、ＬＶＨ−ＬＶＪおよびＬＶＥ−Ｌ
ＶＪ対を挙げることができる。論理ボリュームＬＶＦお
よびＬＶＩは、１つの交換可能対を規定する。つまり、
この特定の実施形態においては、２７個の論理ボリュー
ムの交換可能対が存在する。
【００３８】図２Ａのステップ６４において、負荷平均
化プログラムは、蓄積統計量および読取りヒット率を使
用し、事前のテスト間隔にわたって各論理ボリュームに
対する読取りミス値、シーケンシャル読取り値およびデ
ィスク書込み値を生成する。
【００３９】ステップ６５において、負荷平均化プログ
ラム５１は、各物理記憶装置ごとに合計した全アクセス
回数または全加重アクセス活動値と、各物理記憶装置に
関するその物理ディスク記憶装置上の各論理ボリューム
に対する加重アクセス活動値とを識別するテーブルを構
成する。この時点で、全平均物理アクセス活動値はま
た、物理ボリュームアクセス活動値を合計して物理デバ
イス数で除することによって得ることができる。
【００４０】図２Ａにおけるステップ６６が完了する
と、制御は図２Ｂにおけるループ制御７１の下でループ
を形成するステップ６７および７０へ進む。特にステッ
プ６７は図２Ａにおけるステップ６３で生成されたリス
トから１対の論理ボリュームを選択する。例えば、Ｍ１
ＬＶＡとＬＶＥの対が選択されると仮定する。ステップ
７０で、負荷平均化プログラム５１は、まるでそれら２
つの論理ボリュームが交換されたかのように、各物理デ
ィスクドライブごとの活動度を取得するために蓄積され
た統計量を利用する。このループはリスト中の全ての論
理ボリューム対が評価されるまで継続する。一旦このこ
とが起きると、制御はステップ７２に分岐して、以下の
式に応じて各構成に対する統計的分散を定義する。
【００４１】すなわち、可能性のある構成について、負
荷平均化プログラム５１のステップ７２は、論理ボリュ
ーム対を備えた物理ディスク記憶装置に対する平均アク
セス活動値を決定し、各対が交換されたと仮定してステ
ップ６５で得られた物理ドライブアクセス活動値からの
差異を取得する。その後、ステップ６５は、各論理ボリ
ューム対の交換に関する統計的分散を生成する。ステッ
プ７３において負荷平均化プログラム５１は、最小統計
的分散を生成する論理ボリューム対を選択する。前記の
統計的分散を取得する処理は当業界では公知である。
【００４２】その選択の後、論理ボリューム対の同一性
が選択の予備テストに使用される。前述したように、モ
ニタ５０は周期および記録時間ベースの離散的セットと
してデータを蓄積する。ステップ７４において負荷平均
化プログラムは全テスト間隔を１つまたはそれ以上のサ
ンプリング期間を含むサブ間隔に細分する。次に、各サ
ブ間隔の、またはサブ間隔グループのアクセス活動値が
決定される。物理ドライブで行われる交換に関するアク
セス活動値が原活動値より小さければ、ステップ７５は
ステップ７６に分岐して交換を開始する。平均を超える
サブ期間が存在する場合、ステップ７７はアクセス活動
値が許容可能限界内にあるか否かを判定する。もし限界
内にあれば、ステップ７７内で交換が起きシステム内の
構成テーブルが更新されて新しい構成を反映する。そう
でない場合には交換は起きない。
【００４３】図３には図１の回路の変更例が示されてお
り、同一の要素には同一の引用符号が付与されている。
図３の変更例は、基本的に、２つの特別に構成された論
理ボリューム９１および９２を有するデバイスコントロ
ーラ９０等の、１つまたはそれ以上の付加デバイスコン
トローラを備えている。これらは前述の米国特許第０９
／００２，４７８号に説明されているＢＣＶデバイス形
式である。
【００４４】これらのデバイスはデータ再割り当てボリ
ューム（ＤＲＶ）と呼ばれ、ＢＣＶデバイスと区別され
る。これらはＢＣＶデバイスと同一のＥＳＴＡＢＬＩＳ
ＨおよびＳＰＬＩＴコマンドに応答して作動する。本発
明を理解する目的において主たる相違は、これらのデバ
イスは内部記憶ボリュームであってシステムオペレータ
のみがシステム管理コンソールつまりサービス処理装置
４０を通じてアクセス可能であるという点にある。それ
らはユーザまたはアプリケーションが生成したＩ／Ｏ要
求には直接利用できない。しかし、ユーザまたはアプリ
ケーションに利用可能な論理ボリュームと対になる場
合、それらはＢＣＶのように作用する。つまり、ユーザ
またはアプリケーションが生成した書込み要求が論理ボ
リュームによって受信されると、その書込み要求は確立
されたＤＲＶによって受信される。さらに、ＤＲＶ論理
ボリュームは、従来のＢＣＶデバイスに組み込まれてい
ない他のコマンドに応答する。
【００４５】交換を行って論理ボリューム対を再割り付
けする要求がある時、システム管理コンソールつまりサ
ービス処理装置４０は、図４Ａまたは４Ｂで説明される
手順を利用して、論理ボリュームの構成を制御する。図
５Ａはそのような交換で使用される複数の論理ボリュー
ム１００を表す。本発明の基本的なオペレーションを理
解するためには、４つの物理ディスクドライブを考慮す
る必要がある。それらは物理ディスク記憶装置１０１、
１０２、１０３および１０４を含んでいる。物理ディス
ク記憶装置１０１は、物理ディスク記憶装置１１０の一
区域または一区画に格納されているＭ１ミラーである論
理ボリュームＬＶ１、すなわちＬＶ１−Ｍ１論理ボリュ
ーム１０５を含む、３つの論理ボリュームを含むものと
して示してある。この実施形態において、物理ディスク
記憶装置１０１はまた、データをＬＶ２−Ｍ３論理ボリ
ューム１０６およびＬＶ３−Ｍ１論理ボリューム１０７
に記憶しているものとして示してある。物理ディスク記
憶装置１０２は、ＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１１０、
ＬＶ５−Ｍ１論理ボリューム１１１およびＬＶ６−Ｍ１
論理ボリューム１１２を含んでいる。本発明を理解する
ためには、ＬＶ１−Ｍ１論理ボリューム１１５およびＬ
Ｖ４−Ｍ１論理ボリューム１１０が適切である。
【００４６】物理ディスク記憶装置１０３、１０４は、
ＬＶｎおよびＬＶｐ論理ボリューム１１３、１１４を含
んでいる。付加的記憶ボリュームが、物理ディスク記憶
装置１０３上のボリューム１１５および物理ディスク記
憶装置１０４上のボリューム１１６の形態で利用でき
る。論理ボリューム１１５、１１６も本発明にとって適
切である。
【００４７】図５Ａは、２つの実体のない物理ディスク
記憶装置１２０、１２１を示している。これらはＬＶ１
記憶ボリュームについての第２のミラー、すなわち物理
ディスク記憶装置１２０上のＬＶ１−Ｍ２論理ボリュー
ムと、ＬＶ４論理ボリュームについての第２のミラーと
しての物理ディスク記憶装置１２１上にあるＬＶ４−Ｍ
２論理ボリューム１２３とを含む物理ディスク記憶装置
である。ＬＶ１−Ｍ１およびＬＶ１−Ｍ２ミラー論理ボ
リュームと、ＬＶ４−Ｍ１およびＬＶ４−Ｍ２ミラー論
理ボリューム等のミラー論理ボリュームとの相互作用が
分かる。これらのミラー論理ボリュームが示されている
理由は、本発明が通常ミラー論理ボリュームで実行され
るからである。しかし、本発明は非ミラー論理ボリュー
ムの交換においても有用であることは明らかである。
【００４８】再び図４Ａを参照すると、システムオペレ
ータがシステム管理コンソールつまりサービス処理装置
４０を介して交換を開始する場合、オペレータは、ＬＶ
１−Ｍ１およびＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１０５、１
１０等の、交換される論理ボリューム名を与える。シス
テムオペレータはまた、図５Ａ中のＤＲＶ１およびＤＲ
Ｖ２ボリューム１１５、１１６として示されている、デ
ータ再配置ボリュームとして使用される２つの論理ボリ
ュームを識別する。
【００４９】そのようなデバイスにおいて、制御機能の
多くは、種々のバージョンのマイクロコードで作動して
いるマイクロ処理装置によって実行される。最初に、ス
テップ１３０においてシステム管理４０は多数のテスト
を実行し、様々なオペレーション条件を照合する。ステ
ップ１３０は、例えば必要ファイルの存在と利用可能性
を決定し、交換に関連するマイクロプロセッサが適切な
コードバージョンで作動していることを確認する。これ
らのテストは普通はパスできる。もしそうでなければ、
図４Ａには示されていないエラーメッセ−ジが生成され
る。そのようなテストを行う種々のテストや手順は当業
者には公知である。
【００５０】ステップ１３１はサービス処理装置４０内
の関連構成データをロックする。公知のようにロック処
理は、特定のプログラム、この場合交換プログラム以外
のプログラムがロックされた情報に影響を与えることが
できないようにする。このことにより、図４Ａおよび４
Ｂ中の残りのステップは、他のプログラムが何らかの衝
突を生じたり構成データを損なう可能性なしに生じるこ
とができる。
【００５１】交換コマンドによって指定される種々の論
理ボリュームもまた、ステップ１３２でテストされる。
これらのテストは、例えばトラックテーブルの全てのビ
ットトラック位置が有効であることの判定と、論理ボリ
ュームが実行可能状態にあり、ユーザが論理ボリューム
を用いたＢＣＶ確立オペレーションを要求されていない
ことの判定とを含んでいる。別のテストをこのテストに
追加して、あるいは代替的に使用できる。いずれかのテ
ストで異常があると、制御はステップ１３３から１３４
へ進んでその状態を知らせる。全てのテストに合格する
と、制御はステップ１３５へ進み、ここでも構成情報が
不注意に変更されないように、論理ボリューム構成にロ
ックを行う。その後、ステップ１３６がこの構成内の種
々のハードウェア構成要素のテストを行い、適切な交換
オペレーションを保証する。これらのテストはステップ
１３０で行われたテストと適用範囲が類似している。
【００５２】ステップ１３７はスワップされる２つの内
部ディスクボリュームまたはデータ再配置ボリュームを
識別する。図５の特定の実施例において、これらはＤＲ
Ｖ１およびＤＲＶ２論理ボリューム１１１５、１１６で
ある。この処理における最善の一致は、ＤＲＶ１および
ＤＲＶ２論理ボリューム１１１５、１１６等の選択され
た論理ボリュームが、交換される論理ボリューム、この
場合ＬＶ１−Ｍ１およびＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１
０５、１１０と良好に一致する場合に起こる。
【００５３】選択処理は、他の規則に従うように要求さ
れることもある。例えば、ＤＲＶ論理ボリュームは、同
一論理ボリュームの別のミラーと同一のスピンドル上に
ある時は除外できる。この実施の形態において、ＤＲＶ
１論理ボリューム１１５は物理ディスク記憶装置１２０
上に置かれるべきではない。ＤＲＶ論理ボリュームは少
なくとも交換される論理ボリュームと同一サイズであ
り、同一フォーマットである必要がある。この場合は、
ＤＲＶ１論理ボリューム１１５はＬＶ１−Ｍ１およびＬ
Ｖ４−Ｍ１論理ボリュームと同一サイズであると想定さ
れている。ＤＲＶ２論理ボリューム１１６は、代替的か
つ許容可能なより大きい記憶容量を有しているものとし
て示されている。もしくは、ＤＲＶ２論理ボリュームを
適当なサイズに構成して、物理ディスク記憶装置の残余
部、または物理ディスク記憶装置の割り当てられていな
い部分を他の目的に利用することができる。
【００５４】別のテストを行うと、ＤＲＶ１およびＤＲ
Ｖ２論理ボリューム１１５、１１６が、ＬＶ１−Ｍ２論
理ボリューム１２２またはＬＶ４−Ｍ２論理ボリューム
１２３に接続するメモリーバス等の、他のミラーと同一
のメモリーバス上にないことを保証できる。特定の実施
形態において、データ再配置ボリュームは同様に、他の
ミラーの２重ディスクアダプタまたはデバイスコントロ
ーラ上にないこと、または他のミラーと同一ディスクア
ダプタ上にないことを要求される場合がある。
【００５５】これらの全ての条件または別の条件が満た
されると、ステップ１４０はステップ１４１に進む。そ
うでなければエラー状態が存在しているので、ステップ
１４２に進んで適切なエラーメッセージを発生する。
【００５６】制御はステップ１４１へ進み、関連する物
理ディスク記憶装置および論理ボリューム構成は図５Ａ
に示されている。図４Ａのステップ１４１は、ＥＳＴＡ
ＢＬＩＳＨコマンドを各々の論理ボリューム対へ送る。
第１の対はＬＶ１−Ｍ１およびＤＲＶ１論理ボリューム
１０５、１１５を含み、第２の対はＬＶ４−Ｍ１および
ＤＲＶ２論理ボリューム１１０、１１６を含む。
【００５７】本発明の出願人の特定の実施において、各
論理ボリュームはデバイスヘッダを含み、各デバイスヘ
ッダは４つのミラーまでのトラックテーブルを含む。各
トラックテーブルは有効に２次元行列を定義し、各コラ
ムは多数の論理ボリュームミラーＭ１、Ｍ２、Ｍ３およ
びＭ４の１つを表す。各行は論理ボリュームのトラック
に対応する。前述の米国特許出願番号０８／８４２，９
５３で説明されるように、ＥＳＴＡＢＬＩＳＨコマンド
は、ＬＶ１論理ボリューム１０５についての１つの論理
ボリュームミラー（例えばトラックテーブルのＭ３コラ
ム中のビット位置）を無効状態に割り当てることによっ
て作動する。第２のＥＳＴＡＢＬＩＳＨコマンドは、同
一機能をＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１１０およびＤＲ
Ｖ２論理ボリューム１１６に対して実行する。２つのＥ
ＳＴＡＢＬＩＳＨコマンドに関し、ＬＶ１−Ｍ１論理ボ
リューム１０５とＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１１０と
に関連づけされた、ディスクアダプタとも呼ばれる、各
々のデバイスコントローラのコピープログラムは、それ
らのそれぞれのＭ３トラックステータスビットをテスト
する。各々の無効ビットに対して、コピープログラムは
対応するトラック内のデータをＤＲＶ１およびＤＲＶ２
論理ボリューム１１５、１１６の適切な１つに転送す
る。２つのＥＳＴＡＢＬＩＳＨコマンドは本質的に同時
に送出でき、２つのＤＲＶ論理ボリュームへのデータの
転送が同時に起こることは明らかである。
【００５８】ＢＣＶデバイスについて、これらの転送
は、ユーザまたはアプリケーション・ソフトウェアが生
成した入出力要求によるＬＶＩおよびＬＶ４へのデータ
転送と並行かつ同時に起きる。つまり、このオペレーシ
ョンは、ユーザまたはこれらの論理ボリューム内のデー
タを利用するアプリケーション・ソフトウェアのオペレ
ーションに対して如何なる妨害も起こさない。図５Ｂ
は、ＥＳＴＡＢＬＩＳＨコマンドに応答するこれらの転
送を示している。
【００５９】この処理を通じ信頼性に関するデータ冗長
性の原レベルは同じままであることは明らかである。す
なわち、ＬＶ１論理ボリューム内のデータが２つのミラ
ーにコピーされる本実施形態において、ＬＶ１論理ボリ
ューム内のデータは、ＥＳＴＡＢＬＩＳＨ処理の間、論
理ボリューム１０５、１２２内にコピーされたままであ
る。同期状態になるとすぐに、第３のデータのコピーが
ＤＲＶ１論理ボリューム１１５上に現れる。
【００６０】同期が生じると、ステップ１４３は制御を
図４Ｂのステップ１４４に進める。同期は１４４で始ま
る後続のステップに進むのを可能にするイベントの例で
ある。処理のこの時点で行われる補足的または付加的な
テストといった、他のイベントも同様に使用できる。
【００６１】ステップ１４４は、交換を行うのに必要な
種々の通信経路をテストする。これはホスト処理装置に
依存しているオペレーションまたはテストを含むことが
できる。他のテストは、システム管理４０、システムと
関連づけされた種々のデバイスコントローラまたはディ
スクアダプタ内に配置されたデータを含むことができ
る。前述の米国特許出願（代理人番号１０７０７２／９
２９００１号）に示されるように、システム管理コンソ
ール４０と種々のディスクアダプタとの間の通信は、メ
ールボックスを通じて行われる。ステップ１４４におけ
るテストはまた、メールボックスが正確に割り当てら
れ、再構成をもたらすのに必要な別の処理が適切に行わ
れることを保証する。遭遇する問題はエラーメッセ−ジ
を発生するが、図４Ｂにはそのようなエラーメッセージ
の発生は示されていない。
【００６２】全ての事前テストが完了すると、ステップ
１４５は、ＬＶ１−Ｍ１およびＬＶ４−Ｍ１論理ボリュ
ームに対応する論理ボリュームを、図５Ｃに示すように
作動不可能状態にセットする。結果として、ＬＶ１およ
びＬＶ４論理ボリュームに対する書込みオペレーション
はそれぞれＤＲＶ１およびＤＲＶ２ボリューム１１５、
１１６に経路を定められるが、論理ボリューム１０５お
よび１１０内のデータの更新はしない。しかし、論理ボ
リューム１０５および１１０が作動可能でなくても、冗
長性の原レベルは維持される。
【００６３】特定の実施例において、符号１０５で表さ
れた物理ディスク記憶装置１０１のそこの部分は新しい
ＬＶ４−Ｍ１論理ボリュームとして構成され、一方物理
ディスク記憶装置１０２上の部分１１０は新しいＬＶ１
−Ｍ１論理ボリュームとして構成される。ステップ１４
６は、種々のディスクアダプタやコントローラに転送す
るために、新しい構成情報をメールボックスにロードす
ることによって新しい構成を確立する。
【００６４】次にステップ１４７は、如何なる動的ミラ
ーサービス処置も無効にする。本発明と同じ出願人に譲
渡されている１９９８年１０月６日発行の米国特許第
５，８１９，３１０号に基づいて、動的ミラーサービス
処置は異なる論理ボリュームからデータを読取る方法を
決定する。簡単なアプローチの場合には、一番目のトラ
ック上のデータはＬＶ１−Ｍ１論理ボリュームから読取
ることができる、他のトラック上のデータは、物理ディ
スク記憶装置１２０上のＬＶ１−Ｍ２論理ボリュームか
ら読取ることができる。ステップ１４７は、そうしなけ
れば動的ミラーサービス処置に対する変更が再構成プロ
セスの間に試みられて生じるであろう、如何なる衝突も
避ける目的でこの処置を無効にする。
【００６５】次にステップ１５０は、新しい構成情報を
ロードし、動的ミラーサービス処置を可能にする。ステ
ップ１５１は、それぞれ新しいＬＶ１−Ｍ１および新し
いＬＶ４−Ｍ１論理ボリュームについてのトラックテー
ブルのＭ１−Ｍ４カラムの対応するものの中の全てのビ
ット位置を無効状態にセットする。
【００６６】ＤＲＶ１論理ボリューム１１５または新し
いＬＶ１−Ｍ１論理ボリューム１１０と関連するコピー
プログラムは、図５Ｄ中の矢印１５２によって示される
ように、物理ディスク記憶装置１０２上の新しく構成さ
れたＬＶ１−Ｍ１論理ボリューム１１０へデータを転送
する。ＤＲＶ２論理ボリューム１１６または新しいＬＶ
４−Ｍ１論理ボリューム１０５と関連する別のコピープ
ログラムが、矢印１５３によって示されるように、物理
ディスク記憶装置１０１上の新しく構成されたＬＶ４−
Ｍ１論理ボリューム１０５へデータを転送する。
【００６７】図４Ｂを参照すると、ステップ１５４は全
てのデータがコピーされるまでこのデータ転送をモニタ
ーする。これが生じると、もともとこのデータのために
２つミラーがあると想定すると、ＬＶ１およびＬＶ４論
理ボリュームの各々に再び３つのデータが存在する。
【００６８】次いでステップ１５５はＤＲＶ論理ボリュ
ームを分割するので、それらはユーザまたはアプリケー
ションが生成したソフトウェアからのＩ／Ｏ要求に対す
る更なる応答から切り離される。このステップで、図５
Ｅに示されるように、ＬＶ１およびＬＶ４論理ボリュー
ムに対するＭ１ミラー内のデータは交換される。ＬＶ１
−Ｍ１論理ボリュームデータは現今物理ディスク記憶装
置１０２の位置１１０内にあり、一方でＬＶ４−Ｍ１論
理ボリューム内のデータは現今物理ディスク記憶装置１
０１の論理ボリューム１０５内にある。分割が起きた
後、ステップ１５６はロックを、特にステップ１３１お
よび１３２の間に提供されたロックを移動して、処理に
よって課された制限を解除する。その後、システム管理
コンソール４０によって交換処理に関連を持たされた全
てのオペレーションが終了する。
【００６９】要約すると、前述の説明は、複数の物理デ
ィスクドライブを備える磁気ディスク記憶装置における
負荷の平均化に関する種々の方法および装置を特徴づけ
るものである。典型的に、各々のディスクドライブは、
複数の論理ボリュームに分割されている。発生する読取
り、書込みおよび順次プリフェッチ読取オペレーション
の統計量が、時間の関数として少なくとも解析間隔に亘
って維持される。このデータは、ディスク利用情報を提
供し、この情報は、論理ボリューム交換に関する２つの
候補の選択に利用できる。一対のものが選択されると、
図４Ａと４Ｂの手順により、通常の処理オペレーション
に対して最小限の割込みで交換が可能になりる。
【００７０】前記の説明は、本発明を、論理ボリューム
と呼ばれる既知のサイズの物理ディスク記憶装置上の隣
接する記憶位置のブロックに構成されたデータという観
点から検討している。しかし、本発明は他のデータ構成
にも適用可能である。例えば、アプリケーションによっ
ては、論理ボリュームは複数の物理ディスク記憶装置に
亘って分散された一連のサブボリュームに分割されるこ
ともある。そのような分割は冗長性および回復目的また
は負荷分散目的のために行うこともできる。各ブロック
は論理ボリューム、サブボリュームまたは他のグループ
化であっても、所定サイズの隣接記憶位置のブロックを
構成する。逆にかつ結果的に、ブロックは単一の論理ボ
リューム、サブボリュームあるいは他のグループ化され
たものでもよい。
【００７１】本発明は特定の実施形態について開示され
ている。本発明を逸脱することなく開示された装置に対
して多数の変更を行うことができることは明らかであ
る。したがって、請求の範囲は、全てのそのような変更
や修正が本発明の真の精神と範囲内に含まれるものとし
てカバーすることが意図されている。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明を実現する特定のデータ処理システムの
ブロック図である。
【図２Ａ】本発明による論理ボリューム交換用の１つの
手順を表すフローチャートである。
【図２Ｂ】本発明による論理ボリューム交換用の１つの
手順を表すフローチャートである。
【図３】別の形式のデータ交換を提供する別の特定のデ
ータ処理システムのブロック図である。
【図４Ａ】本発明による論理ボリューム交換のための手
順を表すフローチャートである。
【図４Ｂ】本発明による論理ボリューム交換のための手
順を表すフローチャートである。
【図５Ａ】交換ステージをグラフ形式で示すものであ
り、図４Ａと４Ｂの手順を理解する上で有用である。
【図５Ｂ】交換ステージをグラフ形式で示すものであ
り、図４Ａと４Ｂの手順を理解する上で有用である。
【図５Ｃ】交換ステージをグラフ形式で示すものであ
り、図４Ａと４Ｂの手順を理解する上で有用である。
【図５Ｄ】交換ステージをグラフ形式で示すものであ
り、図４Ａと４Ｂの手順を理解する上で有用である。
【図５Ｅ】交換ステージをグラフ形式で示すものであ
り、図４Ａと４Ｂの手順を理解する上で有用である。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 イーシャイ ケデム アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 02446ブルックリン コロンビア ストリ ート ９ (72)発明者 ユーヴァル オフェク アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01748フレミンガム ランターンズ ロー ド 20 (72)発明者 ナタン ヴィシリツキー アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 02146ブルックリン オルトン コート ４ ユニット １ (72)発明者 エリー シャーガム アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 02146ブルックリン ビーコン ストリー ト 1265 Ｆターム(参考） 5B065 BA01 CA30 CC03 CC08 CE11 CH01 CH18 EA31 EK07

Claims (5)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 第１のデータ処理識別を有する第１の論
    理ボリュームに格納されたデータを、第２のデータ処理
    識別を有する第２の論理ボリュームに格納されたデータ
    と交換する方法であって、 Ａ）それぞれ、前記第１と第２の論理ボリュームと、第
    ３と第４の論理ボリュームとのデータ交換パスを確立す
    る段階と； Ｂ）前記第１と第２の論理ボリュームに対するＩ／Ｏ要
    求に応答して独立かつ同時に、それぞれ、前記第１と第
    ２の論理ボリュームのデータを前記第３と第４の論理ボ
    リュームのデータにコピーする段階と； Ｃ）前記第１と第２の論理ボリュームが、それぞれ第２
    と第１のデータ処理識別を有するよう構成する段階と； Ｄ）前記第３と第４の論理ボリュームのデータを、それ
    ぞれ前記第２と第１の論理ボリュームに転送する段階
    と； を含むことを特徴とする方法。
  2. 【請求項２】 前記構成する段階は、 ｉ）前記第１と第２の論理ボリューム名を交換する段階
    と； ｉｉ）前記第１と第２の論理ボリュームの前記データを
    無効と指定する段階と； ｉｉｉ）前記第１と第２の論理ボリュームが前記第３と
    第４の論理ボリュームからのデータを受信することを可
    能にする段階と；を含むことを特徴とする、請求項１に
    記載の方法。
  3. 【請求項３】 前記各々の第１と第２の論理ボリューム
    は、ミラー論理ボリュームの第１と第２のセットの要素
    であり、前記構成する段階の結果として、前記第１と第
    ２の論理ボリュームは、ミラー論理ボリュームの第２と
    第１のセットの要素となり、前記第１の論理ボリューム
    への前記データ転送に関するデータソースは、第４の論
    理ボリュームと、第２のミラー論理ボリュームセットの
    もう一方の要素であり、前記第２の論理ボリュームへの
    前記データ転送に関するデータソースは、第３の論理ボ
    リュームと、第１のミラー論理ボリュームセットのもう
    一方の要素であることを特徴とする、請求項２に記載の
    方法。
  4. 【請求項４】 前記転送パスを確立する段階は、前記第
    １と第２のセットのもう一方のミラー論理ボリュームの
    オペレーションに独立であることを特徴とする、請求項
    ３に記載の方法。
  5. 【請求項５】 第１のミラー論理ボリュームにミラーで
    ある第１の論理ボリュームに格納されたデータを、第２
    のミラー論理ボリュームにミラーである第２の論理ボリ
    ュームに格納されたデータと交換する方法であって、 Ａ）それぞれ、前記第１と第２の論理ボリュームと、第
    ３と第４の論理ボリュームとのデータ交換パスを確立す
    る段階と； Ｂ）前記第１と第２の論理ボリュームに対するＩ／Ｏ要
    求に応答して独立かつ同時に、それぞれ、前記第１と第
    ２の論理ボリュームのデータを前記第３と第４の論理ボ
    リュームのデータにコピーする段階と； Ｃ）前記コピーの終了と同時に、それぞれ、第１と第２
    の論理ボリュームを、前記第２と第１のミラー論理ボリ
    ュームにミラーに構成する段階と； Ｄ）前記第１と第２のミラー論理ボリュームセットを、
    それぞれ、前記第２と第１の論理ボリュームに転送する
    段階と； を含むことを特徴とする方法。
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