JP2002297455A - 記憶装置のデータ領域間複写処理方法、及び記憶システム - Google Patents

記憶装置のデータ領域間複写処理方法、及び記憶システム

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JP2002297455A JP2001097344A JP2001097344A JP2002297455A JP 2002297455 A JP2002297455 A JP 2002297455A JP 2001097344 A JP2001097344 A JP 2001097344A JP 2001097344 A JP2001097344 A JP 2001097344A JP 2002297455 A JP2002297455 A JP 2002297455A
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Abstract

(57)【要約】 【課題】リモートシステムにおいて、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、かつ複写処理中に、複写元に対す
るアクセス性能の低下を防止する記憶装置のデータ領域
間の複写処理方法、記憶システムを提供すること。 【解決手段】複写指示に応じて、前記複写元のデータ領
域のデータを、所定のブロック単位毎に中間媒体データ
領域へ複写処理するとともに、中間媒体データ領域へ複
写されたデータを前記複写先データ領域へ複写処理する
ステップ、及び、前記複写処理中の前記複写元及び前記
複写先データ領域のブロックに対する外部からのアクセ
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こととする。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、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、記憶システムに関し、特に、遠隔地に通信可能
に配置された正センタと副センタとで構成されるリモー
トシステムにおいて、正センタに備えられたデータ領域
を副センタに備えられたデータ領域へ複写する指示に応
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、記憶システムに関する。
【０００２】論理ディ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】リモートシステムにおける論理ディスク間
の複写は、主にデータの保存のためのバックアップとし
て利用されるが、他にも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、２時間程度かかる。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１７乃至図２０は、従来技術の説明図
であり、図１７及び図１８は従来の二重化切り離しシス
テムの説明図、図１９は従来のログストラクチャシステ
ムの説明図、図２０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装置に備えられる論理ディ
スクのデータ複写方法としては、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 Du
al Volume） 図１７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１８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１７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１８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 Struc
tured File） 図１９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（Concurr
ent Copy） 図２０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１７、図１８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、２時間程度かかるため、２時間もの待ち時間が生
じる。このため、スケジュールされた運用が必要とな
る。
【００１８】(2)図１９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２０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、記憶システムを提供することにある。
【００２３】また、類似の問題として、上位装置からの
アクセスを可能とするためには、あらかじめ論理ディス
クのフォーマットが必要であり、フォーマットが終了す
るまでは、当該論理ディスクに対するアクセスは行えな
かった。論理フォーマットに要する時間は論理ボリュー
ムの大きさによって異なるが、おおよそ数十分から数時
間であるが、この間はデータ処理ができないということ
になる。ストレージシステムの新設や既存システムに論
理ボリュームの増設等の作業に要する時間が無視できな
い状態になってきている。
【００２４】従って、本発明の更なる目的は、論理ディ
スクのフォーマットを実行しても、フォーマット開始指
示に応じて、直ちにフォーマット完了の状態でアクセス
することができる記憶装置のフォーマット処理方法、記
憶システム及びその記憶媒体を提供することにある。
【００２５】
【課題を解決するための手段】本発明は、複写指示に応
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で
ある。そして、複写方法は、複写指示に応じて、前記複
写元のデータ領域のデータを、所定のブロック単位毎に
中間媒体データ領域へ複写処理するとともに、中間媒体
データ領域へ複写されたデータを前記複写先データ領域
へ複写処理するステップ、及び、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のブロックに対する外
部からのアクセスに対し、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。
【００２６】そのアクセスを処理するステップは、ま
ず、前記アクセス対象ブロックが、複写処理が完了して
いるブロックに対するものか否かをデータ領域毎に判断
した後、当該判断に基づいて、以下の処理ステップを有
する。
【００２７】アクセスが、複写元データ領域の複写未完
了ブロックへの更新アクセスである場合には、複写元デ
ータ領域のアクセス対象ブロックに格納されているデー
タを、中間媒体データ領域へ複写した後、複写元データ
領域の前記アクセス対象ブロックを更新する。
【００２８】アクセスが、複写先データ領域の複写未完
了ブロックであって複写元データ領域から中間媒体デー
タ領域へのデータ複写未完了ブロックへの参照アクセス
である場合には、複写元データ領域のデータを参照す
る。
【００２９】アクセスが、複写先データ領域の複写未完
了ブロックであって複写元データ領域から中間媒体デー
タ領域のデータ複写完了ブロックへの参照アクセスであ
る場合には、複写元データ領域のデータ又は中間媒体デ
ータ領域のデータを参照する。装置の処理性能を考慮す
れば、一般的には後者が望ましいが、キャッシュメモリ
上にデータが存在するなど、様々な要因により具体的な
性能の優劣は異なる。
【００３０】アクセスが、複写先データ領域の複写未完
了ブロックであって複写元データ領域から中間媒体デー
タ領域のデータ複写未完了ブロックへの更新アクセスで
ある場合には、以下の二つの内のいずれかの処理を行
う。
【００３１】第一の処理は、複写先データ領域のアクセ
ス対象ブロックを更新するとともに当該ブロックへの複
写を禁止する処理である。第二の処理は、中間媒体デー
タ領域のデータを更新した後、当該データの格納されて
いるブロックへの複写元データ領域からの複写を禁止す
る処理である。
【００３２】アクセスが、複写先データ領域の複写未完
了ブロックであって複写元データ領域から中間媒体デー
タ領域への複写が完了しているブロックへの更新アクセ
スである場合には、複写先データ領域のアクセス対象ブ
ロックを更新して当該ブロックへの複写を禁止する。
【００３３】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、
複写元データ領域を複数のブロックに分割し、分割され
たブロック単位で、中間媒体データ領域へ一旦複写した
後、当該データを複写先データ領域へ複写する。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。中間媒体を備える理由は後述す
る。
【００３４】複写元から中間媒体への複写と、中間媒体
から複写先への複写とは、異なる時間にも、同時にも実
行することができる。いずれを採用するかは、処理時間
と開発時間とのトレードオフで決定される。
【００３５】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、更に中間媒体への複写が完了して
いるか否かによって、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。このため、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、論理的には、複写指示時の更新前のデータ
を複写することができる。
【００３６】しかし、正センタと副センタとが遠隔地に
配置され、通信回線を介してデータの二重化を行うリモ
ートシステムの場合には、上記手順をそのまま適用する
ことはできない。リモートシステムにおいては、正セン
タと副センタとの間のデータの転送に、同一記憶システ
ム内で行う記憶装置間のデータ転送処理の、実に4倍も
の時間を要するからである。これは、正センタと副セン
タとの距離が数百キロにも及ぶ場合があることと、通信
に一般専用線等を利用していることに起因する。
【００３７】そうすると、データ複写中に、複写元デー
タ領域の複写未完了ブロックに更新処理が行われると、
当該ブロックを副センタに複写する動作が必要となる。
この複写処理が完了するまで、複写元データ領域の複写
未完了ブロックに対する、上位装置からの更新処理は待
たされることになる。上位装置からの更新処理は著しく
遅延することとなり、装置性能を大幅に低下させる。
【００３８】このため、特に、リモートシステムの場合
には、中間媒体が必要となる。正センタから副センタの
データ複写が開始されると、まず、複写元データ領域か
ら中間媒体データ領域に対する複写が開始される。この
複写は同一記憶システム内で実行されるので、複写処理
中に前述のような、複写元データ領域の複写未完了ブロ
ックに対する更新処理が行われたとしても、当該ブロッ
クの中間媒体への複写は比較的短い時間で終了する。こ
のため、装置性能の低下は最低限度に抑えられ、通常は
問題とならない範囲で収まる。
【００３９】一旦、複写元データ領域から中間媒体領域
への複写が完了してしまえば、複写元データ領域は複写
処理から開放される。上位装置からの複写元データ領域
へのアクセスは、通常どおり実行される。複写元データ
領域に対する性能の低下は発生しない。その後、中間媒
体から副センタ側の複写先領域への複写を実行すること
で、複写処理自体も完了する。これにより、正センタの
複写元データ領域から副センタの複写先データ領域への
複写は物理的にも完了する。
【００４０】複写先データ領域論理ディスクの複写未完
了ブロック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ブロックのデータを読み
だす。これにより、複写先データ領域の複写未完了ブロ
ックであっても、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。また、中間媒体への複写が既
に完了しているなら、中間媒体データ領域の当該ブロッ
クのデータを読み出してもよい。
【００４１】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。
【００４２】この場合も、前記中間媒体を備えているの
で、中間媒体領域のデータブロックの更新としてもよ
り。この場合は、複写元データ領域から中間媒体への当
該ブロックの複写を禁止する。
【００４３】本発明の他の態様は、前記データ領域が論
理ディスクで構成することにより，ＲＡＩＤシステムで
の論理ディ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。
【００４４】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。
【００４５】もちろん、中間媒体を備えているので、中
間が痛い領域への複写が完了していれば、そちのデータ
を参照することもできる。
【００４６】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。
【００４７】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。
【００４８】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。
【００４９】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。
【００５０】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。
【００５１】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。
【００５２】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。
【００５３】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
中間媒体へ複写した後、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。
【００５４】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。
【００５５】また、中間媒体を備えたことで、リモート
システムにおいても、複写元ディスク装置の処理性能の
低下を防止することができる。
【００５６】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。
【００５７】
【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。
【００５８】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。正センタ側ディスクコ
ントローラ１４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。
【００５９】ディスクコントローラ１４は、プロセッサ
（ＣＰＵ）４と、メモリ（主記憶）７とを有する。メモ
リ７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）９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）１１とが設けられてい
る。又、メモリ７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）８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）１０とが設
けられている。
【００６０】即ち、ビットマップ８、１０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
は、メモリ７に格納されたファームウェアの記述に基づ
いて動作する。そして、ビットマップ８、１０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。
【００６１】論理ディスク３もまた、１又は複数の物理
ディスクで構成される。副センタ側ディスクコントロー
ラ１５は、ホストの指示及び正センタの指示に応じて、
論理ディスク３をアクセスする。また、通信回線を介し
て、副センタの複写先データ領域に対するアクセスも可
能である。
【００６２】ディスクコントローラ１５は、プロセッサ
（ＣＰＵ）６と、メモリ（主記憶）１６とを有する。メ
モリ１６には、論理ディスク３のキャッシュ領域（キャ
ッシュメモリという）１３が設けられている。又、メモ
リ１６には、論理ディスク３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）１２が設
けられている。
【００６３】即ち、ビットマップ１２は、図３（Ａ）に
示すように、論理ディスク３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６は、メモリ７に
格納されたファームウェアの記述に基づいて動作する。
そして、ビットマップ１２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。
【００６４】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、中間媒
体を論理ディスク２、複写先を論理ディスク３とする。
【００６５】（Ｓ０）ホストは、コピー開始に当たり、
ディスクコントローラ１４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、
３のアクセスが可能となる。
【００６６】（Ｓ１）プロセッサ４は、複写元ビットマ
ップ８の複写済みブロック情報を未複写に設定する。プ
ロセッサ４は、複写先ビットマップ１２の複写済みブロ
ック情報を未複写に設定するよう、副センタに指示す
る。プロセッサ４は、中間媒体用ビットマップ１０の複
写済みブロック情報を複写済みに設定する。図３（Ｂ）
に示すように、ビットマップ６、１０の各ビットは、未
複写の「１」に設定される。ビットマップ８の各ビット
は、複写済の「０」に設定される。
【００６７】この後、プロセッサ４は、複写元から中間
媒体への複写を実行しつつ、中間媒体から複写先への複
写（Ｓ８以降）を並列に実行する。
【００６８】（Ｓ２）プロセッサ４は、複写元ビットマ
ップ８を参照して、未複写ブロック情報を獲得する
（）。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９に展開される。これをステージングと
いう（）。
【００６９】（Ｓ３）プロセッサ４は、複写元のキャッ
シュメモリ９に読み込んだ未複写データブロックを、中
間媒体キャッシュメモリ１１に複写する（）。
【００７０】（Ｓ４）プロセッサ４は、複写元ビットマ
ップ８を複写済「０」に設定する（）。プロセッサ４
は、中間媒体ビットマップ１０の更新ブロック情報を未
複写「１」に設定する。図３（Ｃ）は、この様子を示し
ている。
【００７１】（Ｓ５）プロセッサ４は、中間媒体論理デ
ィスク２に対して、キャッシュメモリ１１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１１に複写さ
れた未複写データブロックが書き出される。これをデス
テージという（）。プロセッサ４は、デステージが完
了すると、その旨を中間媒体から副センタの複写先デー
タ領域への複写プロセス（Ｓ８以降）に通知する。
【００７２】（Ｓ６）プロセッサ４は、複写元ビットマ
ップ８の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Ｓ２に戻る。
【００７３】（Ｓ７）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し、中間媒体から副センタの複
写先データ領域への複写プロセスに、複写終了を通知す
る。
【００７４】このステップＳ３〜Ｓ７の間に、複写元及
び複写先論理ディスク１、３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。
【００７５】（Ｓ８）中間媒体から副センタの複写先デ
ータ領域への複写プロセスは、中間媒体への書き込み完
了通知を待っている。
【００７６】（Ｓ９）プロセッサ４は、中間媒体への書
き込み完了通知を受け取ると、中間媒体用ビットマップ
１０を参照して、複写先データ領域への複写可能範囲を
決定する。
【００７７】（Ｓ１０）プロセッサ４は、複写可能範囲
のデータブロックを、中間媒体キャッシュメモリ１１に
複写する。
【００７８】（Ｓ１１）プロセッサ４は、中間媒体用キ
ャッシュメモリ１１に読み込んだ未複写データブロック
を、副センタに転送する（）。
【００７９】（Ｓ１２）プロセッサ４は、副センタから
の書き込み完了通知を待って、中間媒体用ビットマップ
１０を複写済「０」に設定する。図３（Ｃ）は、この様
子を示している。
【００８０】（Ｓ１３）プロセッサ４は、中間媒体ビッ
トマップ１０を参照して、未複写領域が残っているか否
か判断する。未複写領域が残っている場合には、ステッ
プＳ９に戻り、処理を繰り返す。
【００８１】（Ｓ１４）プロセッサ４は、中間媒体ビッ
トマップ１０を参照して、未複写領域が残ってない場
合、複写元データ領域からの複写終了通知があったかど
うか判断する。複写終了通知がない場合、再び、中間媒
体へのデータの複写が行われるのを待つステップＳ８に
戻る。
【００８２】（Ｓ１５）プロセッサ４は、複写終了通知
あった場合、複写処理を完了する（Ｓ１５）。
【００８３】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。
【００８４】図４により、複写中の参照処理について、
説明する。
【００８５】（Ｓ２０）プロセッサ４は、参照指示（リ
ード）が複写対象領域への参照か否かを判定する。複写
対象領域への参照でなければ、ステップＳ２２のステー
ジング処理に進む。
【００８６】（Ｓ２１）複写対象領域への参照である
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Ｓ２２のステージング処理に進む。
【００８７】（Ｓ２２）プロセッサ４は、複写元のデー
タ領域から複写元のキャッシュメモリ９へ、対象データ
のステージングを行う。
【００８８】（Ｓ２３）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、複写元から中間
媒体への複写未完了部かどうかを判定する。中間媒体へ
の複写未完了部に対する参照要求でない、即ち、中間媒
体への複写完了部に対する参照要求（図６のアクセスパ
ターン５、７）であると、ステップＳ２２のステージン
グ処理に進む。
【００８９】（Ｓ２４）中間媒体へ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１０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９にステージングする（）。複写元のキャッシ
ュメモリ９に読み込んだ未複写データブロックを、中間
媒体用キャッシュメモリ１１に複写する。
【００９０】（Ｓ２５）プロセッサ４は、中間媒体論理
ディスク２に、キャッシュメモリ１１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１１に複写された
未複写データブロックが書き出される。
【００９１】（Ｓ２６）プロセッサ４は、複写元ビット
マップ８のブロック情報を複写済「０」に設定する。プ
ロセッサ４は、中間媒体用ビットマップ１０のブロック
情報を未複写「１」に設定する。
【００９２】（Ｓ２７）プロセッサ４は、参照対象を構
成するデータブロックが未だあるかを判定する。参照対
象を構成するデータブロックが未だあれば、ステップＳ
２３に戻る。参照対象を構成するデータブロックがなけ
れば、参照を完了する。
【００９３】（Ｓ２８）通常参照処理では、プロセッサ
４は、キャッシュメモリ９にステージングされたブロッ
クをホスト１７に転送して終了する。
【００９４】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。
【００９５】次に、図５により、複写中の更新処理につ
いて、説明する。
【００９６】（Ｓ３０）プロセッサ４は、更新指示（ラ
イト）と判定すると、複写対象領域への更新処理か否か
を判定する。複写対象領域でないと、ステップＳ４１の
キャッシュメモリ９への書き込み処理に進む。
【００９７】（Ｓ３１）複写対象領域であると、プロセ
ッサ４は、ビットマップ８を参照して、複写元の複写未
完了部への更新要求かを判定する。複写元の複写未完了
部に対する更新要求でないと、ステップＳ３６の判断に
進む。
【００９８】（Ｓ３２）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９にステージングする。次に、プロセッサ４
は、複写元のキャッシュメモリ９に読み込んだ更新対象
データブロックを、中間媒体キャッシュメモリ１１に複
写する。プロセッサ４は、キャッシュメモリ１１に複写
された更新対象データブロックの、中間媒体論理ディス
ク２へのデステージを指示する。論理ディスク２に、キ
ャッシュメモリ１１に複写された更新対象データブロッ
クがデステージされる。
【００９９】（Ｓ３３）プロセッサ４は、複写元ビット
マップ８の複写ブロック情報を複写済「０」に設定す
る。
【０１００】（Ｓ３４）プロセッサ４は、中間媒体ビッ
トマップ１０の複写ブロック情報を未複写「１」に設定
する。
【０１０１】（Ｓ３５）プロセッサ４は、更新対象を構
成するデータブロックが未だあるかを判定する。更新対
象を構成するデータブロックが未だあれば、ステップＳ
３２に戻る。更新対象を構成するデータブロックがなけ
れば、ステップＳ４２の通常更新処理に進む。
【０１０２】（Ｓ３６）プロセッサ４は、ビットマップ
１１を参照して、更新指示が、複写先の複写未完了部に
対する更新要求（図６のアクセスパターン８）であるか
否かを判定する。プロセッサ４は、更新指示が、複写先
の複写未完了部に対する更新要求でないと、ステップＳ
４１のキャッシュメモリ９への書き込み処理に進む。
【０１０３】（Ｓ３７）プロセッサ４は、ビットマップ
８を参照して、更新対象のブロックの、複写元データ領
域から中間媒体データ領域への複写が完了しているか否
かを判断する。複写が完了していなければ、ステップＳ
４１のキャッシュメモリ９への書き込み処理に進む。
【０１０４】（Ｓ３８）中間媒体への複写が完了してい
れば、プロセッサ４は、中間媒体から副センタの複写先
データ領域へのキャッシュメモリ１３へのデータ転送を
開始する。
【０１０５】（Ｓ３９）プロセッサ４は、副センタから
の書き込み完了報告を受けると、ビットマップ１１の複
写ブロック情報を複写済み「０」に設定する。
【０１０６】（Ｓ４０）プロセッサ４は、ビットマップ
１１を参照して、更新対象領域に未複写領域が残ってい
るか確認する。未複写領域が残っていれば、ステップＳ
３８に戻り、処理を続ける。未複写領域が残っていなけ
れば、ステップＳ４１のキャッシュメモリ９への書き込
み処理に進む。
【０１０７】（Ｓ４１）更新データを複写元データ領域
のキャッシュメモリ９に書き込む。
【０１０８】（Ｓ４２）ホストから転送されたキャッシ
ュメモリ９の更新データブロックを論理ディスク１に書
き出し、更新を完了する。
【０１０９】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、通常動作となる。
【０１１０】以上の動作を纏めると、中間媒体へのホス
トからのアクセスも許容すれば、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、１２パターン
ある。複写元又は複写先論理ディスク１、３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３から参照データのデータブ
ロックをキャッシュメモリ９、１３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ないため、通常の参照処
理と同一の処理である。
【０１１１】複写元又は複写先論理ディスク１、３の複
写完了部に対する更新（アクセスパターン２、６）で
は、キャッシュメモリ９、１３上に存在する更新された
データブロックを、複写元又は複写先論理ディスク１、
３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。
【０１１２】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
てないため、通常の参照処理と同一の処理である。
【０１１３】この時に、ステージングされたデータブロ
ックを、中間媒体論理ディスク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。
【０１１４】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、中間媒体論理ディ
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８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）。
【０１１５】複写先論理ディスク３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、中間媒体デ
ータ領域への複写が未完了ならば、ステージングしたデ
ータブロックを中間媒体論理ディスク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。
【０１１６】中間媒体データ領域への複写が完了してい
る場合は、既に複写元データ領域のデータは保持されて
いるので、複写元論理ディスクへ１の更新処理は、通常
どおり行える。
【０１１７】複写先論理ディスク３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３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１０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。
【０１１８】中間媒体論理ディスク２への複写が未完了
ならば、複写先論理ディスク３への更新データを中間媒
体論理ディスク２へ書き込むことも可能となる。この場
合、複写状態を管理するビットマップ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しなけらばならない。
【０１１９】また、以上に加えて更に、ホスト（アプリ
ケーション）から、中間媒体へのアクセスを許す形態も
考えられる。この様子を示したのが、図１３及び図１４
である。
【０１２０】中間媒体論理ディスクへの複写完了部に対
する複写元論理ディスクの参照（アクセスパターン９）
では、指定された論理ディスク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。この処理は、当該データブロックの複写の完了／未
完了に影響していないため、通常の参照処理と同一の処
理である。
【０１２１】中間媒体論理ディスク２への複写未完了部
に対する複写元論理ディスクの参照（アクセスパターン
１１）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１３参照）。この処理は、当該データブロックの
複写の完了／未完了に影響してないため、通常の参照処
理と同一の処理である。
【０１２２】中間媒体論理ディスク２への複写完了部に
対する複写元論理ディスクの更新（アクセスパターン１
０）では、キャッシュメモリ９上に存在する更新された
データブロックを、複写元論理ディスク１に書き込む。
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。
【０１２３】中間媒体論理ディスク２への複写未完了部
に対する複写元論理ディスクの更新（アクセスパターン
１２）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、キャッシュメモリ９にステージングして、キ
ャッシュメモリ１３に複写しする。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１４参照）。
【０１２４】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。
【０１２５】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。
【０１２６】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。
【０１２７】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。
【０１２８】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。
【０１２９】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。
【０１３０】又、論理ディスク１、２、３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、３は、物理ディスクとキャッシュメモリ
とから構成される。
【０１３１】図１５は、副センタに接続されたホスト１
００が、複写先論理ディスク３の複写未完了ブロックに
対して参照要求を行った状態を示す図である。この場
合、プロセッサ６は当該領域の複写を正センタに要求
し、正センタからの日複写が完了した後、当該データを
ホストに送信する。この後、当該領域への複写を禁止す
るため、ビットマップ１２を更新し、該当するブロック
に対応するビットを複写済「０」にセットする。
【０１３２】図１６は、副センタに接続されたホスト１
００が、複写先論理ディスク３の複写未完了ブロックに
対して更新要求を行った状態を示す図である。この場
合、プロセッサ６は当該データを複写先論理ディスク３
に書き込み、ホストからの処理を終了させる。その後当
該領域への複写を禁止するため、ビットマップ１２を更
新し、該当するブロックに対応するビットを複写済
「０」にセットする。
【０１３３】図２１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る。
【０１３４】本実施例では、記憶システム１５００は、
一つの論理ディスク１５０３に一つのビットマップ１５
０１を持ち、フォーマットの完了したブロックを記録し
てゆく。プロセッサ１５０４は、フォーマット開始前
に、未フォーマットを意味する「１」を、全てのビット
に記入する。フォーマットが完了したブロックに対応す
るビットには「０」をセットする。
【０１３５】図２２に処理フロー図を示す。
【０１３６】（Ｓ５０）上位装置からのアクセスが発生
する。
【０１３７】（Ｓ５１）プロセッサ１５０４は、上位装
置からのアクセスがフォーマット対象領域へのものか否
かを判定する。アクセスがフォーマット対象領域外への
ものであれば、ステップＳ５６の通常処理を行う。
【０１３８】（Ｓ５２）アクセスがフォーマット対象領
域へのものであれば、プロセッサ１５０４は、アクセス
対象ブロックのフォーマットが完了しているか否を判断
する。フォーマットが完了していれば、ステップ５６の
通常処理を行う。
【０１３９】（Ｓ５３）アクセス対象ブロックが未フォ
ーマットであれば、プロセッサ１５０４は、当該アクセ
スが参照であるか更新であるかを判断する。
【０１４０】（Ｓ５４）アクセスが参照であれば、プロ
セッサ１５０４は当該ブロックへのフォーマットを実行
し、ビットマップ１５０１の当該ブロックに対応するビ
ットにフォーマット済みを意味する「０」を代入した
後、当該ブロックのデータを参照する。あるいは、フォ
ーマットパターンが固定であることを利用して、プロセ
ッサ１５０４は、所定のデータを応答するようにしても
良い。この場合、論理ディスク上のデータには何も変更
が加えられていないので、後にフォーマットを完了させ
るために、ビットマップの変更も行わない。
【０１４１】（Ｓ５５）アクセスが更新であれば、プロ
セッサ１５０４は論理ディスク上の対象ブロックを更新
データで更新し、ビットマップの対応ビットに、フォー
マット済みを意味する「０」を代入して処理を終了す
る。
【０１４２】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。
【０１４３】(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。
【０１４４】(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。
【０１４５】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。 （付記１）複写指示に応じて、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データを、所定のブロック単位
毎に中間媒体のデータ領域へ複写処理するとともに、該
中間媒体データ領域へ複写されたデータを前記複写先デ
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のブロックに対す
る、前記複写元データ領域に接続された装置からのアク
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、前記アクセス対象ブロックが、複写処理が完了
しているブロックに対するものか否かをデータ領域毎に
判断するステップを有し、当該判断に基づいて、更に、
前記アクセスが、前記複写元データ領域の複写未完了ブ
ロックへの更新アクセスである場合には、前記複写元デ
ータ領域の前記アクセス対象ブロックに格納されている
データを、前記中間媒体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ブロックを更新す
るステップと、前記アクセスが、前記複写先データ領域
の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域か
ら前記中間媒体データ領域へのデータ複写未完了ブロッ
クへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ
領域のデータを参照するステップと、前記アクセスが、
前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前
記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデー
タ複写完了ブロックへの参照アクセスである場合には、
前記複写元データ領域のデータ又は前記中間媒体データ
領域のデータを参照するステップと、前記アクセスが、
前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前
記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデー
タ複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合に
は、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロック
を更新するとともに当該ブロックへの複写を禁止する
か、又は前記中間媒体データ領域のデータを更新して当
該データの格納されているブロックへの前記複写元デー
タ領域からの複写を禁止するステップと、前記アクセス
が、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであっ
て前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域へ
の複写完了ブロックへの更新アクセスである場合には、
前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更
新して当該ブロックへ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複写処
理方法。 （付記２）前記複写元データ領域は、第1の論理ディス
クで構成され、前記中間媒体データ領域は、前記第一の
論理ディスクと同一装置内の第二の論理ディスクで構成
され、前記複写先のデータ領域は、前記第一の論理ディ
スク及び前記第二の論理ディスクを有する装置とは異な
る装置に備えられた第３の論理ディスクで構成されたこ
と、を特徴とする付記１記載の記憶装置のデータ領域間
複写処理方法。 （付記３）一のデータ領域と二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
領域のブロックをアクセスし、且つ複写指示に応じて、
複写元のデータ領域のデータを、所定のブロック単位毎
に中間媒体のデータ領域へ複写処理するとともに、該中
間媒体データ領域へ複写されたデータを他の記憶システ
ムに備えられた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、前記アクセス
が、前記複写元データ領域の複写未完了ブロックへの更
新アクセスである場合には、前記複写元データ領域の前
記アクセス対象ブロックに格納されているデータを、前
記中間媒体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ブロックを更新する複写元デー
タ更新部と、前記複写先データ領域の複写未完了ブロッ
クへの参照アクセスを行う複写先データ参照部と、前記
複写先データ領域の複写未完了ブロックへの更新アクセ
スを行う複写先データ更新部と、を有し、前記複写先デ
ータ参照部は、更に、前記アクセスが、前記複写先デー
タ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ
領域から前記中間媒体データ領域へのデータ複写未完了
ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元
データ領域のデータを参照する元参照部と、前記アクセ
スが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであ
って前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域
のデータ複写完了ブロックへの参照アクセスである場合
には、前記複写元データ領域のデータ又は前記中間媒体
データ領域のデータを参照する中間タ参照部と、を備
え、前記複写先データ更新部は、更に、前記アクセス
が、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであっ
て前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域の
データ複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合
には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロッ
クを更新するとともに当該ブロックへの複写を禁止する
か、又は前記中間媒体データ領域のデータを更新して当
該データの格納されているブロックへの前記複写元デー
タ領域からの複写を禁止する中間更新部と、前記アクセ
スが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであ
って前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域
への複写完了ブロックへの更新アクセスである場合に
は、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロック
を更新して当該ブロックへの複写を禁止する先更新部
と、を備えること、を特徴とする記憶システム。 （付記４）前記記憶システムは、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３記載の記憶システム。 （付記５）前記記憶装置は、前記データの記録再生を行
うディスク記憶装置で構成されたこと、を特徴とする付
記３又は４記載の記憶システム。 （付記６）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、を特徴とする付
記３又は４記載の記憶システム。 （付記７）初期化指示に応じて行われる指示対象データ
領域の初期化処理方法において、初期化指示に応じて、
初期化対象領域を所定のブロック単位毎に初期化処理す
るステップと、前記初期化処理中の前記初期化対象領域
のブロックに対する外部からのアクセスに対し、前記初
期化処理を中断して、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、前記初
期化対象領域の初期化未完了ブロックへの更新アクセス
に対し、前記初期化対象領域の前記アクセス対象ブロッ
クを更新して当該ブロックへの複写を禁止するステップ
と、前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの参
照アクセスに対しては、予め定められた初期化データを
応答するか、又は対象ブロックの初期化処理を行った後
に当該ブロックを参照するステップと、を有することを
特徴とする記憶装置のデータ領域間複写処理方法。 （付記８）一のデータ領域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ブロックをア
クセスし、且つ初期化指示に応じて初期化対象領域を所
定のブロック単位毎に初期化処理する記憶制御回路と、
を有し、前記記憶制御回路は、前記初期化対象領域の初
期化未完了ブロックへの更新アクセスに対し、前記初期
化対象領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該
領域への複写を禁止するデータ更新部、前記初期化対象
領域の初期化未完了ブロックへの参照アクセスに対して
は、予め定められた初期化データを応答するか、又は対
象ブロックの初期化処理行った後に当該領域を参照する
データ参照部と、を有することを特徴とする記憶システ
ム。
【０１４６】
【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。
【０１４７】(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。
【０１４８】特に、中間媒体を備えることで、リモート
システムにおける、性能低下を回避できるとともに、正
センタと副センタとの間の通信回線に障害が発生した場
合でも、中間媒体に複写元データ領域の複製を保持して
おくことができるので、通信回線の復旧後に、中間媒体
に記憶しておいて複写元の複製データに基づいて副セン
タの複写先データ領域を完全に再現できる。
【０１４９】(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。
【０１５０】(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。
【０１５１】(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。
【０１５２】(5)論理ディスクのフォーマットをブロッ
ク単位に分割して行うようにして、フォーマット中にア
クセス要求があったときは、フォーマット動作を中断
し、アクセス要求を実行するため、実フォーマットを実
行しながら、アクセス要求を受け付けることができる。
【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】本発明の一実施の態様の中間媒体への複写未
完了部への参照動作説明図である。
【図１４】本発明の一実施の態様の中間媒体への複写未
完了部への更新動作説明図である。
【図１５】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１６】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１７】従来の二重化切り離しシステムの構成図であ
る。
【図１８】従来の二重化切り離しシステムの動作説明図
である。
【図１９】従来のログストラクチャシステムの説明図で
ある。
【図２０】従来のコンカレントコピーシステムの説明図
である。
【図２１】本発明の他の実施の態様の構成図である。
【図２２】本発明の他の実施の態様のフォーマット処理
フロー図である。
【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（中間媒体） ３ 論理ディスク（複写先データ領域） ４ ＣＰＵ ７ メモリ ８、１０、１２ ビットマップメモリ ９、１１、１３ キャッシュメモリ １４ ディスクコントローラ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｇ０６Ｆ 12/08 ５５７ Ｇ０６Ｆ 12/08 ５５７ (72)発明者 大黒谷 秀冶郎 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 (72)発明者 伊藤 実希夫 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 Ｆターム(参考） 5B005 JJ01 MM12 PP24 5B018 GA04 HA04 HA32 MA12 5B065 BA01 CC08 CE11 EA33 5B082 GB06

Claims (8)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】複写指示に応じて、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データ
    を、所定のブロック単位毎に中間媒体のデータ領域へ複
    写処理するとともに、該中間媒体データ領域へ複写され
    たデータを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
    のブロックに対する、前記複写元データ領域に接続され
    た装置からのアクセスに対し、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、 前記アクセス対象ブロックが、複写処理が完了している
    ブロックに対するものか否かをデータ領域毎に判断する
    ステップを有し、当該判断に基づいて、更に、 前記アクセスが、前記複写元データ領域の複写未完了ブ
    ロックへの更新アクセスである場合には、前記複写元デ
    ータ領域の前記アクセス対象ブロックに格納されている
    データを、前記中間媒体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ブロックを更新す
    るステップと、 前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブ
    ロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体
    データ領域へのデータ複写未完了ブロックへの参照アク
    セスである場合には、前記複写元データ領域のデータを
    参照するステップと、 前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブ
    ロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体
    データ領域のデータ複写完了ブロックへの参照アクセス
    である場合には、前記複写元データ領域のデータ又は前
    記中間媒体データ領域のデータを参照するステップと、 前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブ
    ロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体
    データ領域のデータ複写未完了ブロックへの更新アクセ
    スである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセ
    ス対象ブロックを更新するとともに当該ブロックへの複
    写を禁止するか、又は前記中間媒体データ領域のデータ
    を更新して当該データの格納されているブロックへの前
    記複写元データ領域からの複写を禁止するステップと、 前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブ
    ロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体
    データ領域への複写完了ブロックへの更新アクセスであ
    る場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象
    ブロックを更新して当該ブロックへ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の論理ディ
    スクで構成され、 前記中間媒体データ領域は、前記第一の論理ディスクと
    同一装置内の第二の論理ディスクで構成され、 前記複写先のデータ領域は、前記第一の論理ディスク及
    び前記第二の論理ディスクを有する装置とは異なる装置
    に備えられた第３の論理ディスクで構成されたこと、を
    特徴とする請求項１記載の記憶装置のデータ領域間複写
    処理方法。
  3. 【請求項３】一のデータ領域と二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ブロッ
    クをアクセスし、且つ複写指示に応じて、複写元のデー
    タ領域のデータを、所定のブロック単位毎に中間媒体の
    データ領域へ複写処理するとともに、該中間媒体データ
    領域へ複写されたデータを他の記憶システムに備えられ
    た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、 前記アクセスが、前記複写元データ領域の複写未完了ブ
    ロックへの更新アクセスである場合には、前記複写元デ
    ータ領域の前記アクセス対象ブロックに格納されている
    データを、前記中間媒体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ブロックを更新す
    る複写元データ更新部と、 前記複写先データ領域の複写未完了ブロックへの参照ア
    クセスを行う複写先データ参照部と、 前記複写先データ領域の複写未完了ブロックへの更新ア
    クセスを行う複写先データ更新部と、を有し、 前記複写先データ参照部は、更に、 前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブ
    ロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体
    データ領域へのデータ複写未完了ブロックへの参照アク
    セスである場合には、前記複写元データ領域のデータを
    参照する元参照部と、 前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブ
    ロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体
    データ領域のデータ複写完了ブロックへの参照アクセス
    である場合には、前記複写元データ領域のデータ又は前
    記中間媒体データ領域のデータを参照する中間タ参照部
    と、を備え、 前記複写先データ更新部は、更に、 前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブ
    ロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体
    データ領域のデータ複写未完了ブロックへの更新アクセ
    スである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセ
    ス対象ブロックを更新するとともに当該ブロックへの複
    写を禁止するか、又は前記中間媒体データ領域のデータ
    を更新して当該データの格納されているブロックへの前
    記複写元データ領域からの複写を禁止する中間更新部
    と、 前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブ
    ロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体
    データ領域への複写完了ブロックへの更新アクセスであ
    る場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象
    ブロックを更新して当該ブロックへの複写を禁止する先
    更新部と、を備えること、を特徴とする記憶システム。
  4. 【請求項４】前記記憶システムは、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３記載の記憶システム。
  5. 【請求項５】前記記憶装置は、前記データの記録再生を
    行うディスク記憶装置で構成されたこと、を特徴とする
    請求項３又は４記載の記憶システム。
  6. 【請求項６】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３又は４記載の記憶システム。
  7. 【請求項７】初期化指示に応じて行われる指示対象デー
    タ領域の初期化処理方法において、 初期化指示に応じて、初期化対象領域を所定のブロック
    単位毎に初期化処理するステップと、 前記初期化処理中の前記初期化対象領域のブロックに対
    する外部からのアクセスに対し、前記初期化処理を中断
    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、 前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの更新ア
    クセスに対し、前記初期化対象領域の前記アクセス対象
    ブロックを更新して当該ブロックへの複写を禁止するス
    テップと、 前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの参照ア
    クセスに対しては、予め定められた初期化データを応答
    するか、又は対象ブロックの初期化処理を行った後に当
    該ブロックを参照するステップと、を有することを特徴
    とする記憶装置のデータ領域間複写処理方法。
  8. 【請求項８】一のデータ領域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ブロッ
    クをアクセスし、且つ初期化指示に応じて初期化対象領
    域を所定のブロック単位毎に初期化処理する記憶制御回
    路と、を有し、 前記記憶制御回路は、 前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの更新ア
    クセスに対し、前記初期化対象領域の前記アクセス対象
    ブロックを更新して当該領域への複写を禁止するデータ
    更新部、 前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの参照ア
    クセスに対しては、予め定められた初期化データを応答
    するか、又は対象ブロックの初期化処理行った後に当該
    領域を参照するデータ参照部と、を有することを特徴と
    する記憶システム。
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