JP2003044328A - ディスクサブシステム、および、その記憶制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】論理記憶領域と物理記憶領域とを対応付けて配
置をおこなう機能を有するディスクサブシステムにおい
て、論理記憶領域と物理記憶領域の再配置をおこなって
いるときにも、ホストからアクセスの遅延やタイムアウ
トの発生させることのなく、高いアクセス性能を維持で
きるようにする。 【解決手段】論理記憶領域を物理記憶領域に対応付けて
配置する手段、再配置する手段と、論理記憶領域に含ま
れるブロックがどの物理記憶領域にあるかを示す対応表
とを設け、計算機からのデータのアクセスは、キャッシ
ュを経由しておこない、キャッシュ内にあるブロック
を、廃棄するかディスク装置に書き戻す必要が生じたと
きで、そのデータの属する論理記憶領域が再配置中であ
るときに、キャッシュ内にあるブロックを再配置先の物
理記憶領域に書き込むようにする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ディスクサブシス
テムに係り、特に、ホストからデータをアクセスするた
めの論理記憶領域と前記ディスク装置にアクセスするた
めの物理記憶領域とを対応付けて配置をおこなう機能を
有するディスクサブシステムにおいて、付加分散のため
の再配置をおこなっているときにも、ホストからアクセ
スの遅延やタイムアウトの発生をおこすことのないディ
スクサブシステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、大容量のディスク記憶装置を制御
するためのディスクサブシステムにおいて、ホストから
のアクセスを仮想化して論理的なアクセスとし、ディス
クサブシステムのアクセスを物理的なアクセスとし、両
者をマッピングすることにより、ディスクアクセスの性
能を高める技術が知られている。

【０００３】例えば、特開２０００−２９３３１７号公
報の「記憶制御装置」には、パリティグループをブロッ
クサイズより大きなサイズで分割した物理記憶領域を単
位として、異なる性能、信頼性を持つＲＡＩＤレベルや
ディスク装置へデータを移動し、データ再配置前に連続
であったブロックは、移動後にも連続となるようにし、
シーケンシャルアクセス性能の向上が可能なディスクサ
ブシステムが開示されている。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】特開２０００−２９３
３１７号公報に代表されるような物理記憶領域を単位と
したデータ再配置機能は、ディスクサブシステム内部の
パリティグループの負荷集中を解消する手段として有効
だと考えられる。そして、その負荷集中を解決するため
のデータ再配置の適用シナリオとして、高負荷なパリテ
ィグループ内部の高負荷な物理記憶領域を他の低負荷な
パリティグループへ再配置するような場合が十分考えら
れる。

【０００５】しかしながら、上記従来技術では、ホスト
のアクセスとは独立なバックグラウンド処理でデータ移
動がおこなわれるため、負荷の高くなっている仮想ディ
スク装置に、さらにコピーのためのディスクアクセスが
生じる。その副作用として、ホストからの記憶領域への
アクセスに遅れが生じたり、タイムアウトする可能性が
あるという問題点があった。

【０００６】本発明は、上記問題点を解決するためにな
されたもので、その目的は、ホストからデータをアクセ
スするための論理記憶領域とディスク装置にアクセスす
るための物理記憶領域とを対応付けて配置をおこなう機
能を有するディスクサブシステムにおいて、論理記憶領
域と物理記憶領域の再配置をおこなっているときにも、
ホストからアクセスの遅延やタイムアウトの発生させる
ことのなく、高いアクセス性能を維持できるディスクサ
ブシステムを提供することにある。

【０００７】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明のディスクサブシステムに係る発明の構成
は、計算機に接続され、データを記憶するディスク装置
とそれらを制御する手段とを有するディスクサブシステ
ムにおいて、計算機がデータをアクセスするための論理
記憶領域と、前記ディスクサブシステムの制御手段が前
記ディスク装置にアクセスするための物理記憶領域とを
設け、前記論理記憶領域を前記物理記憶領域に対応付け
て配置する手段と、前記論理記憶領域を前記物理記憶領
域に再配置する手段とを有し、前記計算機が再配置中の
論理記憶領域にアクセスするとき、前記再配置のための
データ移動を前記計算機からのアクセスと連携しておこ
なうようにしたものである。

【０００８】より詳しくは、上記ディスクサブシステム
において、計算機に接続され、データを記憶するディス
ク装置とそれらを制御する手段とを有するディスクサブ
システムにおいて、計算機がデータをアクセスするため
の論理記憶領域と、前記ディスクサブシステムの制御手
段が前記ディスク装置にアクセスするための物理記憶領
域とを設け、前記論理記憶領域を前記物理記憶領域に対
応付けて配置する手段と、前記論理記憶領域を前記物理
記憶領域に再配置する手段と、前記論理記憶領域に含ま
れるブロックがどの物理記憶領域にあるかを示す対応表
と、一時的にデータを格納する記憶装置とを有し、前記
計算機からのデータのアクセスは、前記一時的にデータ
を格納する記憶装置を経由しておこない、前記一時的に
データを格納する記憶装置内にあるブロックを、廃棄ま
たは前記ディスク装置に書き戻す必要が生じたとき、そ
のブロックの属する論理記憶領域が再配置中であるとき
に、前記一時的にデータを格納する記憶装置内にあるブ
ロックを前記再配置先の物理記憶領域に書き込むように
したものである。

【０００９】さらに詳しくは、上記ディスクサブシステ
ムにおいて、前記計算機がデータにアクセスをおこなっ
ていないときに、前記再配置のための前記物理記憶領域
間のデータ移動をおこなうようにしたものである。

【００１０】本発明の手段により、物理記憶領域のデー
タ移動をホストからのアクセスを利用しておこなうこと
ができるため、データ移動のためのバックグラウンド処
理を削減することができる。その結果として、従来の技
術では高負荷な記憶領域のデータ移動操作をおこなった
場合に生じたホスト側のアクセス遅延や、タイムアウト
を軽減したり、なくしたりすることができる。これによ
って、負荷分散を図るためにおこなっていた負荷の高い
物理記憶領域を負荷の低いパリティグループへの移動す
る処理を、ホスト側のアクセス遅延やタイムアウトを伴
うことなく実行できる。

【００１１】また、ホストからのアクセスに局所性が見
られる場合、アクセスされたブロックから順次移動され
るため、従来よりも早い時間で負荷の移動が完了する。

【００１２】

【発明の実施の形態】以下、本発明に係る一実施形態
を、図１ないし図１２を用いて説明する。〔ディスクサ
ブシステムのシステム構成〕先ず、図１を用いて本発明
に係るディスクサブシステムのシステム構成について説
明する。図１は、本発明に係るディスクサブシステムの
システム構成図である。

【００１３】本実施形態の情報処理システムは、ディス
クサブシステム１００と一つ以上のホスト１１０とＳＶ
Ｐ１２０で構成されるものである。

【００１４】ホスト１１０は、メモリ、ＣＰＵ等の計算
機を構成する上で必要な装置を有しており、ディスク装
置のデータをアクセスする。

【００１５】ＳＶＰ１２０は、ディスクサブシステム制
御処理装置１０１からシステム稼働情報１８２を受け取
り、その情報をオペレータに提示したり、オペレータか
らの再配置要求を受け付け、ディスクサブシステム制御
処理装置１０１へ要求を送る装置である。

【００１６】ディスクサブシステム１００とホスト１１
０は、Ｉ／Ｏネットワーク１５０で接続され、ホスト１
１０同士、または、ホスト１１０とＳＶＰ１２０間は、
ネットワーク１３０で接続され、ディスクサブシステム
１００とＳＶＰ１２０間はネットワーク１４０で接続さ
れる。

【００１７】ここで、ネットワーク１３０、ネットワー
ク１４０、Ｉ／Ｏネットワーク１５０は、イーサーネッ
ト、無線ネットワークのようなＴＣＰ／ＩＰプロトコル
を利用可能なメディアに加えて、ＳＣＳＩ、ファイバー
チャネル、ＡＴＭが考えられる。また、それら以外のも
のであってもよい。なお、図１中のネットワーク１３０
とネットワーク１４０とＩ／Ｏネットワーク１５０の関
係については、一例であり、ネットワーク１３０とネッ
トワーク１４０が同じセグメントである場合等、これ以
外の接続形態であってもよい。また、ＳＶＰ１２０とデ
ィスクサブシステム１００は統合された形態であっても
よい。

【００１８】ディスクサブシステム１００は、ディスク
サブシステム１００全体を制御するディスクサブシステ
ム制御処理装置１０１、キャッシュ１０２、複数のパリ
ティグループ１０３から構成される装置である。

【００１９】ディスクサブシステム制御処理装置１０１
のハードウェア構成として、１チップで構成していても
よいし、複数のチップで構成してもよい。

【００２０】キャッシュ１０２は、ホスト１１０からデ
ィスク装置のデータをアクセスするときに、そのデータ
を一時的に記憶するメモリである。キャッシュ１０２
は、揮発性のメモリでもよいし、不揮発メモリを用いて
実装してもよい。

【００２１】パリティグループ１０３は、ディスク装置
でＲＡＩＤを構成するときの論理的な単位である。パリ
ティグループ１０３は、一つ以上の物理記憶領域１９１
に分割され、それぞれの物理記憶領域１９１は等しいサ
イズを持つものとする。

【００２２】このディスクサブシステム制御処理装置１
０１とキャッシュ１０２とパリティグループ１０３間の
接続形態はどのようなものであってもよい。また、それ
ぞれのパリティグループ１０３は容量、性能的に異なっ
てもよいし同じであってもよい。

【００２３】ディスクサブシステム制御処理装置１０１
は、ホストから論理記憶領域によるアクセスを、ディス
ク装置上に取られる物理記憶領域と対応付けアクセスす
る機能を有している。すなわち、論理記憶領域とは、デ
ィスクサブシステムがホストに提供する仮想的な記憶領
域であり、ディスクサブシステム制御処理装置内部で物
理記憶領域と対応づけられている。

【００２４】また、特定のディスク記憶装置にアクセス
が集中するのを避けるために、いったん、論理記憶領域
を物理記憶領域に配置したものを、再配置する機能を有
している。そして、論理記憶領域は、複数のブロックで
構成されており、物理記憶領域１９１からキャッシュ１
０２にデータを持ってくるとき、また、再配置のための
データ移動をおこなうときには、このブロック単位で物
理記憶領域上のデータ移動をおこなう。

【００２５】本実施形態のディスクサブシステム１００
においては、キャッシュに存在するデータは論理記憶領
域と関連して管理されており、キャッシュ制御機能１７
２によって制御され、論理記憶領域と物理記憶領域の変
換をおこなったり、該当する物理記憶領域１９１のデー
タをロードしたり、または、ライトバックする。

【００２６】コンポーネントとしてみると、ディスクサ
ブシステム制御処理装置１０１は、Ｉ／Ｏ処理部１６
１、キャッシュ制御機能処理部１７２、再配置用論理・
物理変換情報１８１、システム稼働情報１８２、再配置
決定機能処理部１６５、再配置手続き機能処理部１７
１、システム情報処理部１６４、非同期データ移動機能
処理部１７５を有する。なお、図１中影付きのブロック
で示したものが本発明で新しい機能を含むものである。

【００２７】Ｉ／Ｏ処理部１６１は、ホストから論理記
憶領域に対するリードまたはライト要求を受け付け、ラ
イト要求の場合にはキャッシュ１０２へデータを書き込
み、リード要求の場合には、キャッシュ１０２上にデー
タが存在しなければ、再配置用キャッシュ制御機能１７
２へキャッシュロードを依頼し、キャッシュ１０２から
データを読み込んでホスト１１０へ返す機能を有する。

【００２８】キャッシュ制御機能処理部１７２は、論理
記憶領域のブロックのキャッシュロードやライトバック
をおこなう機能を有し、処理部分としては、再配置中キ
ャッシュロード処理部１７６、再配置中ライトバック処
理部１７７、再配置非処理中キャッシュ制御処理部１６
２、キャッシュ制御決定処理部１６６に分かれている。

【００２９】再配置中キャッシュロード処理部１７６、
再配置中ライトバック処理部１７７は、それぞれ、再配
置中の論理記憶領域のキャッシュロード、ライトバック
をおこなう機能である。

【００３０】再配置非処理中キャッシュ制御処理部１６
２は、再配置中でない論理記憶領域のブロックのキャッ
シュロードやライトバックをおこなう機能である。すな
わち、論理記憶領域のキャッシュロードやライトバック
を要求されると、内部に持つ変換情報を元に論理記憶領
域から物理記憶領域への変換をおこない、ブロックをキ
ャッシュにロードしたり、ライトバックをおこなう。

【００３１】キャッシュ制御決定処理部１６６は、ＬＲ
Ｕ等のキャッシングアルゴリズムによってどのデータを
キャッシュにロードしたり、ライトバックするかを決定
する機能である。なお、キャッシングアルゴリズムは、
ＬＲＵ以外であってもよい。

【００３２】再配置用論理・物理変換情報１８１は、再
配置用のための論理記憶領域と物理記憶領域に関する情
報であり、これは、次に図２により詳細に説明する。

【００３３】システム稼働情報１８２は、物理記憶領域
１９１毎のアクセス情報を集めた物理記憶領域稼働情報
１８３と、パリティグループ稼働情報や構成情報等のそ
の他の稼働情報１８４を有する。

【００３４】再配置決定機能処理部１６５は、ＳＶＰ１
２０からの入力や、内部に備える負荷分散計算能力等に
よって再配置の時期、再配置レイアウトを決定する。

【００３５】再配置手続き機能処理部１７１は、論理記
憶領域の再配置に必要な初期化、終了処理をおこなう機
能を有する。

【００３６】システム情報処理部１６４は、物理記憶領
域稼働情報１８３を含めたシステム稼働情報１８２を取
得したり、他の機能からの情報提供要求に応える機能を
有する。

【００３７】非同期データ移動機能処理部１７５は、再
配置に伴う物理記憶領域１９１上のデータの移動をＩ／
Ｏ処理とは非同期におこなう機能を有する。〔再配置用
論理・物理変換情報〕次に、図２を用いて再配置用論理
・物理変換情報１８１について説明する。図２は、再配
置用論理・物理変換情報１８１の構成図である。

【００３８】再配置用論理・物理変換情報１８１は、再
配置手続き機能１７１、キャッシュ制御機能１７２、非
同期データ移動機能１７５によって用いられる情報であ
り、一つの再配置中フラグテーブル２００と、再配置中
の論理記憶領域と同数存在する再配置中論理記憶領域情
報２１０によって構成される。

【００３９】再配置中フラグテーブル２００は、論理記
憶領域が再配置中であるか否かを示すテーブルであり、
テーブルの要素として論理記憶領域識別子２０１、再配
置中フラグ２０２として持っており、再配置中フラグ２
０２がＹＥＳの場合は、対応する仮想記憶領域が現在移
動中であることを示している。再配置中フラグテーブル
２００は、論理記憶領域と同数のエントリを持ってい
る。

【００４０】再配置中論理記憶領域情報２１０は、再配
置中の論理記憶領域に関する情報を保持するテーブルで
あり、論理記憶領域識別子２１１と再配置先物理記憶領
域識別子２１２とブロック保存先テーブル２２０から構
成される。

【００４１】論理記憶領域識別子２１１は、再配置中論
理記憶領域情報２１０がどの論理記憶領域に対応するか
を示すために用いられ、再配置先物理記憶領域識別子２
１２は前出の論理記憶領域の再配置先となる物理記憶領
域１９１の識別子が格納される。

【００４２】既述のように、論理記憶領域は、複数のブ
ロックに分割して再配置される。ブロック保存先テーブ
ル２２０は、その論理記憶領域のブロックが存在する場
所についての情報を保持するためのテーブルであり、論
理アドレス２２１とオンキャッシュフラグ２２２とブロ
ック保存先物理記憶領域識別子２２３をテーブルの要素
としている。論理アドレス２２１は、論理記憶領域のブ
ロックの論理的なアドレスを示し、オンキャッシュフラ
グ２２２は、論理アドレス２２１が示すブロックがキャ
ッシュ上に存在するかを表し、ブロック保存先物理記憶
領域識別子２２３は論理アドレス２２１が示すブロック
が存在する物理記憶領域１９１の識別子を示している。
このブロック保存先テーブル２２０は、論理記憶領域の
ブロック数と同じエントリを有している。

【００４３】図２の例では、論理記憶領域のＬ１が、物
理記憶領域識別子がＰ２からＰ１２に再配置中であるこ
とを示している。この場合に、再配置が終ったときに
は、ブロック保存先物理記憶領域識別子２２３の値は、
全て、Ｐ１２になる。〔本発明の記憶制御方法の処理概
要〕次に、図３および図４を用いて本発明に係るディス
クサブシステムの記憶制御方法の処理の概要について説
明する。図３は、ホストから論理記憶領域にアクセスす
るときの処理の概要を説明する図である。図４は、キャ
ッシュ上のブロックをライトバックするときの処理の概
要を説明する図である。

【００４４】キャッシュへの書き込みアルゴリズムとし
ては、キャッシュのブロックと物理記憶領域のブロック
を常に一致させておくライトースルー方式と、通常は、
キャッシュのみデータを変更し、必要なときに物理記憶
領域に書き戻すライトバック方式がある。本発明では、
どちらのアルゴリズムにも適用可能であるが、実施形態
としては、ライトバック方式を例にとって説明するもの
とする。

【００４５】先ず、図３に示されるようにホスト１１０
から論理記憶領域のリード・ライトアクセスがあったと
する（１）。そのときに、アクセスしようとするブロッ
クがキャッシュ上にあるか否かが判定される（２）。そ
して、キャッシュ１０２上にない場合には、論理記憶領
域のブロックのアドレスを、該当する物理記憶領域に変
換して（３）、ロードする（４）。

【００４６】ただし、ライトアクセスの場合は、一般的
に、ホストからの書き込みデータのサイズが、ブロック
サイズの整数倍でないときにのみ、キャッシュ１０２に
ブロックがロードされ、ホストからの書き込みデータの
サイズが、ブロックサイズの整数倍のときには、キャッ
シュ１０２にブロックのロードはおこなわない。

【００４７】リードアクセスのときには、キャッシュ１
０２上に有る場合には、そのまま、そのブロックを、キ
ャッシュ１０２上にない場合には、ロードしてきたデー
タをホスト１１０に転送する（５−ａ）。ライトアクセ
スのときには、キャッシュ１０２上のブロックにデータ
を書きこむ（５−ｂ）。

【００４８】次に、図４に示されるようにキャッシュ１
０２の領域があふれたなどの要因により、キャッシュ１
０２のブロックを、廃棄またはライトバックする必要が
生じたとする（１０）。例えば、これは、新たなブロッ
クをキャッシュ１０２にロードしたときなどに発生す
る。

【００４９】そのときに、再配置用論理・物理変換情報
１８１によりそのブロックの属する論理記憶領域が再配
置中か調べる（１１）。

【００５０】そして、再配置中のときには、再配置用論
理・物理変換情報１８１を見て、再配置先の物理記憶領
域に、ブロックを書き戻す（１２−ａ）。

【００５１】論理記憶領域が、再配置中でないときに
は、通常と同様に、対応する物理記憶領域にブロックを
書き戻す（１２−ｂ）。 〔本発明の記憶制御方法の処理詳細〕次に、図５ないし
図１２を用いて本発明に係るディスクサブシステムの記
憶制御方法の処理の詳細について説明する。 （I）再配置処理 先ず、図５を用いて再配置処理について説明する。図５
は、再配置処理を示すフローチャートである。

【００５２】先ず、処理の初期化として、図２の再配置
中フラグテーブル２００の初期化をおこなう。初期化
は、論理記憶領域識別子２０１の列に全ての論理記憶領
域の識別子を登録し、各再配置中フラグ２０２に、ＮＯ
を設定する（Ｓ３０１）。

【００５３】次に、再配置決定機能１６５からの再配置
要求が来ているか確認する（Ｓ３０２）。もし、来てい
るならば、Ｓ３０５を処理し、そうでなければ、Ｓ３０
３を処理する。

【００５４】再配置要求が来ている場合には、再配置中
フラグテーブル２００の該当する再配置中フラグ２０２
をＹＥＳに変更し（Ｓ３０５）、再配置する論理記憶領
域のための再配置中論理記憶領域情報２１０を作成する
（Ｓ３０６）。

【００５５】すなわち、再配置中論理記憶領域情報２１
０の領域を確保し、論理記憶領域識別子２１１に該当す
る論理記憶領域識別子を登録し、ブロック保存先テーブ
ル２２０の論理アドレス２２１の列には論理記憶領域が
保持する全てのブロックの論理アドレスを登録する。そ
して、各オンキャッシュフラグ２２２には、現在、キャ
ッシュ上に論理アドレス２２１が示すブロックが存在し
ている場合には、ＹＥＳを、そうでなければ、ＮＯを設
定し、各ブロック保存先物理記憶領域識別子２２３に
は、現在、論理記憶領域が存在する物理記憶領域１９１
の識別子を登録する。

【００５６】そして、最後に、再配置先物理記憶領域識
別子２１２に再配置先の物理記憶領域１９１の識別子を
登録してＳ３０２へ戻る（Ｓ３０７）。

【００５７】Ｓ３０２で再配置要求が来ていない場合に
は、再配置中論理記憶領域情報２１０の情報を監視し
て、再配置処理中の論理記憶領域のいずれかが処理完了
したかを確認し、確認できればＳ３０８を処理し、そう
でなければ、Ｓ３０２へ戻る（Ｓ３０３）。

【００５８】なお、再配置が完了したことの確認は、ブ
ロック保存先テーブル２２０の全ての行について、ブロ
ック保存先物理記憶領域識別子２２３が再配置先物理記
憶領域識別子２１２と同じ値を示していることを確かめ
ることにより、おこなうことができる。

【００５９】再配置が完了しているときには、再配置中
フラグテーブル２００の再配置が完了した論理記憶領域
の再配置中フラグ２０２をＮＯにし（Ｓ３０８）、再配
置中論理記憶領域情報２１０を削除する（Ｓ３０９）。

【００６０】そして、再配置非処理中キャッシュ制御処
理部１６２に、内部で保持する処理時の論理記憶領域識
別子から物理記憶領域識別子への変換情報の更新を依頼
する（Ｓ３１０）。

【００６１】再後に、再配置決定機能処理部１６５に再
配置が完了したことを通知し、Ｓ３０１へ戻る（Ｓ３１
１）。 （II）読込み処理 次に、図６を用いて読込み処理について説明する。図６
は、読込み処理を示すフローチャートである。

【００６２】先ず、読込み処理をおこなうときには、Ｉ
／Ｏ処理部１６１がホスト１１０からの要求を受け取り
（Ｓ４０１）、次に、要求されたブロックがキャッシュ
１０２上に存在するか確認し、存在する場合にはＳ４０
４を処理し、存在しない場合には、Ｓ４０３を処理する
（Ｓ４０２）。

【００６３】次に、Ｉ／Ｏ処理部１６１からのロードの
要求を受けて、後に説明する（V）キャッシュ制御読込
み処理をおこなう。これにより、物理記憶領域１９１か
らキャッシュにブロックがロードされる（Ｓ４０３）。

【００６４】最後に、Ｉ／Ｏ処理部１６１がキャッシュ
１０２上のブロックデータをホストへ返し、Ｓ４０１へ
戻る（Ｓ４０４）。

【００６５】なお、この図６で示した処理は、キャッシ
ュのロード処理を、Ｉ／Ｏ処理部１６１の要求と同期し
ておこなう例であったが、予測ロード処理のように、Ｉ
／Ｏ処理部１６１とは非同期にキャッシュのロード処理
をおこなってもよい。 （III）書込み処理 次に、図７を用いて書込み処理について説明する。図７
は、書込み処理を示すフローチャートである。

【００６６】先ず、書込み処理をおこなうときには、Ｉ
／Ｏ処理部１６１がホストからの要求を受け取り（Ｓ５
０１）、要求されたブロックがキャッシュ１０２上に存
在するか確認し（Ｓ５０２）、存在する場合には、Ｓ５
０３を処理し、存在しない場合はＳ５０４を処理する。

【００６７】そして、ブロックがキャッシュ１０２上に
存在するときには、 Ｉ／Ｏ処理部が既にキャッシュ上
に存在する該当ブロックデータ領域へ書き込みデータを
上書きし（Ｓ５０３）、Ｓ５０５へ移る。

【００６８】ブロックがキャッシュ１０２上に存在しな
いときには、Ｉ／Ｏ処理部が新たにキャッシュ上の新規
領域へ書き込みデータを書き込み（Ｓ５０４）、Ｓ５０
５へ移る。

【００６９】ここで、書き込みデータの開始アドレス、
または、終了アドレスがブロック境界で無い場合には、
それに関わるブロックのロードが必要になる。

【００７０】すなわち、書き込み動作、ブロックのロー
ド動作と書き込みブロックのアドレスの関係を正確に述
べると、以下のようになる。

【００７１】書き込みデータの開始アドレスがブロック
境界で無い場合には、記憶領域から開始アドレスを含む
ブロックをロードし、そのキャッシュ領域に開始アドレ
スから直後のブロック境界までを上書きするまた、書き
込みデータの終了アドレスがブロック境界で無い場合
に、記憶領域から終了アドレスを含むブロックをロード
し、そのキャッシュ領域に直前のブロック境界から終了
アドレスまでを上書きするそれ以外、すなわち、書き込
みデータの開始アドレス、終了アドレス共に、ブロック
境界にある場合には、単に領域を作成して、その新規領
域へ書き込めば良い。

【００７２】次に、Ｉ／Ｏ処理部１６１は、実際にデー
タが物理記憶領域１９１へ書き込まれる前にホスト１１
０へ処理完了を通知する（Ｓ５０５）。

【００７３】次に、キャッシュ１０２の空き領域の大き
さをチェックし（Ｓ５０６）、残り少ないときには、Ｓ
５０７を実行し、そうでないときには、Ｓ５０１に戻
る。

【００７４】キャッシュ１０２の空き領域の大きさが残
り少ないときには、キャッシュ制御決定処理部１６６の
機能により、ライトバックするブロックを決定する（Ｓ
５０７）。

【００７５】次に、決定されたブロックに対して、後に
説明する（VI）キャッシュ制御書込み処理をおこなう
（Ｓ５０８）。

【００７６】なお、この図７で示した処理は、キャッシ
ュのライトバックを、Ｉ／Ｏ処理部１６１の要求と同期
しておこなう例であったが、ライトバックをスケジュー
リングによりおこなうなど、Ｉ／Ｏ処理部１６１とは、
非同期にキャッシュのライトバック処理をおこなっても
よい。 （IV）キャッシュ制御読込み処理 次に、図８を用いてキャッシュ制御読込み処理について
説明する。図８は、キャッシュ制御読込み処理を示すフ
ローチャートである。

【００７７】この処理は、（II）読込み処理のＳ４０３
から呼び出される処理である。

【００７８】先ず、キャッシュ１０２の空き領域の大き
さをチェックし（Ｓ６０１）、残り少ないときには、Ｓ
６０２を実行し、そうでないときには、Ｓ６０４に行
く。

【００７９】キャッシュ１０２の空き領域の大きさが残
り少ないときには、キャッシュ制御決定処理部１６６の
機能により、ライトバックするブロックを決定する（Ｓ
６０２）。

【００８０】次に、決定されたブロックに対して、後に
説明する（VI）キャッシュ制御書込み処理をおこなう
（Ｓ６０３）。

【００８１】次に、Ｉ／Ｏ処理部１６１からロードすべ
きブロックの論理記憶領域識別子と論理アドレスを受け
取る。（Ｓ６０４） そして、受け取った論理記憶領域識別子が示す論理記憶
領域が再配置中であるか再配置中フラグテーブル２００
を参照して確認し（Ｓ６０５）、再配置中のときには、
後に説明する（V）再配置中キャッシュロード処理をお
こない（Ｓ６０７）、再配置中でなければ、再配置非処
理中キャッシュ制御機能処理部１６２にキャッシュロー
ド処理を依頼する（Ｓ６０６）。

【００８２】本実施形態では、詳細には説明しないが、
再配置非処理中キャッシュ制御機能処理部１６２では、
通常の再配置をおこなっていないときのキャッシュ制御
処理のアルゴリズムにしたがって、キャッシュへのロー
ド処理がおこなわれる。 （V）再配置中キャッシュロード処理 次に、図９を用いて再配置中キャッシュロード処理につ
いて説明する。図９は、再配置中キャッシュロード処理
を示すフローチャートである。

【００８３】先ず、該当する論理記憶領域の再配置中論
理記憶領域情報２１０を参照してブロックが保存されて
いる物理記憶領域を捜し出し（Ｓ７０１）、ブロックを
キャッシュへロードする（Ｓ７０２）。

【００８４】そして、ロードしたブロックのオンキャッ
シュフラグ２２２をＹＥＳとする（Ｓ７０３）。 （VI）キャッシュ制御書込み処理 次に、図１０を用いてキャッシュ制御書込み処理を説明
する。図１０は、キャッシュ制御書込み処理を示すフロ
ーチャートである。

【００８５】この処理は、（III）書込み処理と（VI）
キャッシュ制御読込み処理において、キャッシュ内にあ
るブロックをライトバックするときに呼ばれる処理であ
る。

【００８６】先ず、キャッシュ制御決定処理部１６６か
らライトバックすべきブロックの論理記憶領域識別子と
論理アドレスを受け取る（Ｓ８０１）。

【００８７】次に、受け取った論理記憶領域識別子が示
す論理記憶領域が再配置中であるか再配置中フラグテー
ブル２００を参照して確認し（Ｓ８０２）、再配置中の
ときには、後に説明する（VI）再配置中キャッシュライ
トバック処理をおこない（Ｓ８０４）、再配置中でなけ
れば、再配置非処理中キャッシュ制御機能処理部１６２
にブロックのライトバック処理を依頼する（Ｓ８０
３）。

【００８８】本実施形態では、詳細には説明しないが、
再配置非処理中キャッシュ制御機能処理部１６２では、
通常の再配置をおこなっていないときのキャッシュ制御
処理のアルゴリズムにしたがって、キャッシュへのライ
トバック処理がおこなわれる。なお、キャッシュにロー
ドされたブロックで、ロード以降、その内容が変更され
なかったものについては、ライトバック処理中に実際に
データを書きこまなくて良い。 （VII）再配置中ライトバック処理 次に、図１１を用いて再配置中ライトバック処理を説明
する。図１１は、再配置中ライトバック処理を示すフロ
ーチャートである。

【００８９】先ず、該当するキャッシュ上のブロックを
一度でも変更されたことがあるかを調べる（Ｓ９０
１）。これは、一般的なキャッシュ制御で、ブロックを
キャッシュにロードした後のデータ変更の有無を管理し
ているので、この情報を用いれば、判定することができ
る。

【００９０】そして、変更されたことがあるときには、
次に、Ｓ９０４の処理をする。

【００９１】変更されたことがないときには、次に、該
当するキャッシュ上のブロックはすでに移動されている
かを調べる（Ｓ９０２）。これは、図２に示したブロッ
ク保存先物理記憶領域識別子２２３と、再配置先物理記
憶領域識別子２１２を調べることにより判定することが
できる。

【００９２】そして、まだ移動していないときには、次
に、Ｓ９０４の処理をする。

【００９３】すでに移動しているときには、次に、該当
するブロックのオンキャッシュフラグ２２２をＮＯにし
て（Ｓ９０３）、キャッシュ１０２から書き込んだブロ
ックの情報を削除する（Ｓ９０６）。

【００９４】次に、該当する論理記憶領域の再配置中論
理記憶領域情報２１０の再配置先物理記憶領域識別子２
１２が指し示す物理記憶領域１９１ブロックを書き込む
（Ｓ９０４）。

【００９５】次に、書き込んだブロックのオンキャッシ
ュフラグ２２２をＮＯとし、ブロック保存先物理記憶領
域識別子２２３を書き込んだ物理記憶領域を示す物理記
憶領域１９１とする（Ｓ９０５）。これにより、書き込
んだブロックについては、再配置がおこなわれなくな
り、データの不整合がおこることはなくなる。

【００９６】最後に、キャッシュ１０２から書き込んだ
ブロックの情報を削除する（Ｓ９０６）。 （VIII）非同期データ移動処理 次に、図１２を用いて非同期データ移動処理について説
明する。図１２は、非同期データ移動処理を示すフロー
チャートである。

【００９７】この非同期データ移動処理は、ホストとの
データアクセスとは、無関係にバックグラウンドで再配
置をおこなう処理である。

【００９８】先ず、アクセスされていないパリティグル
ープ１０３に存在する物理記憶領域１９１をリストアッ
プする（Ｓ１００１）。

【００９９】もしなければ、Ｓ１００１へ戻る。リスト
が存在するならばＳ１００３へ処理を移る（Ｓ１００
２）。

【０１００】次に、移動されていないブロックで移動
元、移動先の両方が上記の物理記憶領域リストに含まれ
るものをリストアップする（Ｓ１００３）。具体的に
は、再配置用論理・物理変換情報１８１中の全ての再配
置中論理記憶領域情報２１０に含まれるブロック保存先
テーブル２２０で、オンキャッシュフラグ２２２がＮＯ
かつブロック保存先物理記憶領域識別子２２３が再配置
先物理記憶領域識別子２１２と同じでないブロックを捜
し出す。

【０１０１】次に、Ｓ１００３でリストアップしたブロ
ックを移動する（Ｓ１００４）。ここで移動するブロッ
クの量はホストからのアクセスを妨げない程度の数にす
る。

【０１０２】そして、移動させたブロックについて、ブ
ロック保存先テーブル２２０のブロック保存先物理記憶
領域識別子２２３を再配置先物理記憶領域識別子２１２
へ変え、Ｓ１００１へ戻る（Ｓ１００５）。

【０１０３】

【発明の効果】本発明によれば、ホストからデータをア
クセスするための論理記憶領域とディスク装置にアクセ
スするための物理記憶領域とを対応付けて配置をおこな
う機能を有するディスクサブシステムにおいて、論理記
憶領域と物理記憶領域の再配置をおこなっているときに
も、ホストからアクセスの遅延やタイムアウトの発生さ
せることのなく、高いアクセス性能を維持できるディス
クサブシステムを提供することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明に係るディスクサブシステムのシステム
構成図である。

【図２】再配置用論理・物理変換情報１８１の構成図で
ある。

【図３】ホストから論理記憶領域にアクセスするときの
処理の概要を説明する図である。

【図４】キャッシュ上のブロックをライトバックすると
きの処理の概要を説明する図である。

【図５】再配置処理を示すフローチャートである。

【図６】読込み処理を示すフローチャートである。

【図７】書込み処理を示すフローチャートである。

【図８】キャッシュ制御読込み処理を示すフローチャー
トである。

【図９】再配置中キャッシュロード処理を示すフローチ
ャートである。

【図１０】キャッシュ制御書込み処理を示すフローチャ
ートである。

【図１１】再配置中ライトバック処理を示すフローチャ
ートである。

【図１２】非同期データ移動処理を示すフローチャート
である。

【符号の説明】

１００…ディスクサブシステム １０１…ディスクサブシステム制御処理装置 １０２…キャッシュ １０３…パリティグループ １１０…ホスト １２０…ＳＶＰ １３０…ネットワーク １４０…ネットワーク １５０…Ｉ／Ｏネットワーク １６１…Ｉ／Ｏ処理部 １６２…再配置非処理中キャッシュ制御処理部 １６４…システム情報処理部 １６５…再配置決定機能処理部 １６６…キャッシュ制御決定処理部 １７１…再配置手続き機能 １７２…キャッシュ制御機能処理部 １７３…再配置中論理・物理変換機能処理部 １７５…非同期データ移動機能処理部 １７６…再配置中キャッシュロード処理部 １７７…再配置中ライトバック処理部 １８１…再配置用論理・物理変換情報 １８２…システム稼働情報 １８３…物理記憶領域稼働情報 １８４…その他の稼働情報 １９１…物理記憶領域 ２００…再配置中フラグテーブル ２０１…論理記憶領域識別子 ２０２…再配置中フラグ ２１０…再配置中論理記憶領域情報 ２１１…論理記憶領域識別子 ２１２…再配置先物理記憶領域識別子 ２２０…ブロック保存先テーブル ２２１…論理アドレス ２２２…オンキャッシュフラグ ２２３…ブロック保存先物理記憶領域識別子

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 江口 賢哲 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 荒井 弘治 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所ストレージ事業部内 Ｆターム(参考） 5B005 JJ11 MM11 5B065 BA01 CA11 CA30 CC04 CC08 CE12 ZA15 5B082 CA11 FA04

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 計算機に接続され、データを記憶するデ
   ィスク装置とそれらを制御する手段とを有するディスク
   サブシステムにおいて、 計算機がデータをアクセスするための論理記憶領域と、
   前記ディスクサブシステムの制御手段が前記ディスク装
   置にアクセスするための物理記憶領域とを設け、 前記論理記憶領域を前記物理記憶領域に対応付けて配置
   する手段と、 前記論理記憶領域を前記物理記憶領域に再配置する手段
   とを有し、 前記計算機が再配置中の論理記憶領域にアクセスすると
   き、 前記再配置のためのデータ移動を前記計算機からのアク
   セスと連携しておこなうことを特徴とするディスクサブ
   システム。
2. 【請求項２】 計算機に接続され、データを記憶するデ
   ィスク装置とそれらを制御する手段とを有するディスク
   サブシステムの記憶制御方法において、 計算機がデータをアクセスするための論理記憶領域と、
   前記ディスクサブシステムの制御手段が前記ディスク装
   置にアクセスするための物理記憶領域とを設け、 前記論理記憶領域を前記物理記憶領域に対応付けて配置
   する手順と、 前記論理記憶領域を前記物理記憶領域に再配置する手順
   とをおこない、 前記計算機が再配置中の論理記憶領域にアクセスすると
   き、 前記再配置のためのデータ移動を前記計算機からのアク
   セスと連携しておこなうことを特徴とするディスクサブ
   システムの記憶制御方法。
3. 【請求項３】 計算機に接続され、データを記憶するデ
   ィスク装置とそれらを制御する手段とを有するディスク
   サブシステムにおいて、 計算機がデータをアクセスするための論理記憶領域と、
   前記ディスクサブシステムの制御手段が前記ディスク装
   置にアクセスするための物理記憶領域とを設け、 前記論理記憶領域を前記物理記憶領域に対応付けて配置
   する手段と、 前記論理記憶領域を前記物理記憶領域に再配置する手段
   と、 前記論理記憶領域に含まれるブロックがどの物理記憶領
   域にあるかを示す対応表と、 一時的にデータを格納する記憶装置とを有し、 前記計算機からのデータのアクセスは、前記一時的にデ
   ータを格納する記憶装置を経由しておこない、 前記一時的にデータを格納する記憶装置内にあるブロッ
   クを、廃棄または前記ディスク装置に書き戻す必要が生
   じたとき、 そのブロックの属する論理記憶領域が再配置中であると
   きに、 前記一時的にデータを格納する記憶装置内にあるブロッ
   クを前記再配置先の物理記憶領域に書き込むことを特徴
   とするディスクサブシステム。
4. 【請求項４】 計算機に接続され、データを記憶するデ
   ィスク装置とそれらを制御する手段とを有するディスク
   サブシステムの記憶制御方法において、 計算機がデータをアクセスするための論理記憶領域と、
   前記ディスクサブシステムの制御手段が前記ディスク装
   置にアクセスするための物理記憶領域とを設け、 前記論理記憶領域を前記物理記憶領域に対応付けて配置
   する手順と、 前記論理記憶領域を前記物理記憶領域に再配置する手順
   とをおこない、 前記サブシステムは、さらに、 前記論理記憶領域に含まれるブロックがどの物理記憶領
   域にあるかを示す対応表と、 一時的にデータを格納する記憶装置とを有し、 前記計算機からのデータのアクセスは、前記一時的にデ
   ータを格納する記憶装置を経由しておこない、 前記一時的にデータを格納する記憶装置内にあるブロッ
   クを、廃棄または前記ディスク装置に書き戻す必要が生
   じたとき、 そのブロックの属する論理記憶領域が再配置中であると
   きに、 前記一時的にデータを格納する記憶装置内にあるブロッ
   クを前記再配置先の物理記憶領域に書き込むことを特徴
   とするディスクサブシステムの記憶制御方法。
5. 【請求項５】 前記計算機がデータにアクセスをおこな
   っていないときに、前記再配置のための前記物理記憶領
   域間のデータ移動をおこなうことを特徴とする請求項１
   および請求項３記載のいずれかのディスクサブシステ
   ム。
6. 【請求項６】 前記計算機がデータにアクセスをおこな
   っていないときに、前記再配置のための前記物理記憶領
   域間のデータ移動をおこなうことを特徴とする請求項２
   および請求項４記載のいずれかのディスクサブシステム
   の記憶制御方法。