JP2003150324A - ディスクアレイ装置 - Google Patents
ディスクアレイ装置Info
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Abstract
けるディスクアレイ装置において、負荷分散のための構
成を容易にし、そのための特別の作業を発生させること
のないようにする。 【解決手段】RAIDグループをロジカルユニットに分
割するときに、RAIDグループに属する記録媒体の中
に、自動的にスワップ領域を生成する。そして、上位装
置のアクセスをロジカルユニットを構成するブロック単
位に計測して、ブロックのアクセス頻度が所定の回数を
超えたときには、そのブロックを、そのブロックを含む
ロジカルユニットの属するRAIDグループの別のRA
IDグループのスワップ領域にコピーして、上位装置の
そのブロックのアクセスを、前記スワップ領域の中のコ
ピーしたブロックによりおこなうように制御する。
Description
置に係り、RAID構成が可能であって、上位装置から
は、論理ボリュームとしてアクセス可能なディスクアレ
イ装置であって、ハードディスクへのアクセスの負荷分
散をおこない、しかも、ディスク構成の管理が容易なデ
ィスクアレイ装置に関する。
ンピュータなどの上位装置からは、物理的な記録媒体の
上位概念として、論理ボリュームとして取り扱うのが一
般的である。このときに、論理ボリュームは、ディスク
アレイ装置のロジカルユニットとして割当てられる。ま
た、複数の記憶媒体をまとめて、RAIDグループを作
成して、データの安全性を高める技術も広く用いられる
ようになっている。
ジカルユニットをユーザの所望のサイズにより作成し、
作成されたロジカルユニットに対して上位装置から論理
ボリュームとして認識させることによりアクセスを可能
にする。
ユニットを作成し、システムから論理ボリュームとして
認識させると、上位装置からのアクセスは、論理ボリュ
ームにアクセスし、結果的に同一の記憶媒体へのアクセ
スが発生する。
含むコンピュータシステムは、常に性能向上が求められ
ている。上位装置は、CPUの高速化を含め高性能化が
計られ、記憶媒体も高密度・高回転速度などで高性能化
が計られている。ディスクアレイ装置でも、使用CPU
の高速化を含めて高性能化が必要となる。
任意にロジカルユニットを作成し、上位装置から論理ボ
リュームとして見せてアクセスされる。同一記憶媒体に
複数のロジカルユニットを作成し、ホストからそれぞれ
論理ボリュームを定義し、アクセスを実行すると同一記
憶媒体へのアクセスが集中し、アクセスが任意であるこ
とから記憶媒体での不要なシーク動作が発生し、性能低
下になる。
を分散させるには、ロジカルユニット設定時に、記憶媒
体の実装位置などを考慮し、ロジカルユニットを設定す
るなどのホストとの接続を含めたコンピュータシステム
構成をおこなう必要が生じる。すなわち、アクセスが集
中するロジカルユニットを別のロジカルユニットにスワ
ップさせるなどの設定を、システム管理者がおこなう必
要があった。そのために、システム構築者にとっては、
システム構成としてどのようにロジカルユニットを設定
するかを考慮しなければならないと言うシステム構築作
業の負担が増加するし、また、システム管理者に取って
は、スワップのためのロジカルユニットを取らなければ
ならないと言う作業上の負担が増加すると言う問題点が
あった。
されもので、その目的は、RAIDグループの中にロジ
カルユニットを設けるディスクアレイ装置において、負
荷分散のための構成を容易にし、そのための特別の作業
を発生させることのないディスクアレイ装置を提供する
ことにある。
ループをロジカルユニットに分割するときに、RAID
グループに属する記録媒体の中に、自動的にスワップ領
域を生成する。そして、上位装置のアクセスをロジカル
ユニットを構成するブロック単位に計測して、ブロック
のアクセス頻度が所定の回数を超えたときには、そのブ
ロックを、そのブロックを含むロジカルユニットの属す
るRAIDグループの別のRAIDグループのスワップ
領域にコピーして、上位装置のそのブロックのアクセス
を、前記スワップ領域の中のコピーしたブロックにより
おこなうように制御する。
アクセスが集中したときには、別のRAIDグループの
中のスワップ領域にアクセスされるようになるため、記
憶媒体へのアクセスへの負荷分散をおこなうことができ
る。
に、システム構築者、システム管理者は、特に、意識す
ることはない。
を、図1ないし図4を用いて説明する。
アレイ装置の構成について説明する。図1は、本発明に
係るディスクアレイ装置の構成図である。
タフェース回路120、制御部160、データ転送回路
170、ドライブインタフェース回路180、記憶媒体
190、LAN(Local Area Network)ポート140、
および、RS232Cポート150より構成される。
タフェース回路120を介して、メインフレームなどの
上位装置101に接続されており、上位装置101は、
情報の読み書きを制御し、ディスクアレイ装置110に
対して、READ・WRITEなどのコマンドを発行す
ることにより、記憶媒体190にアクセスする。また、
ドライブインタフェース回路180を介して、記憶媒体
190に接続されて、アクセスできるようになってい
る。このディスクアレイ装置の内部の設定情報は、LA
Nポート140、および、RS232Cポート150を
介して、外部のネットワークから設定可能である。
御用ファームウェアにより実現され、装置全体を制御す
る主制御部161、時間を管理する計時機構163から
なる。制御部160上のメモリ162には、各種管理テ
ーブルが置かれている。
のは、小型磁気ディスクである。記憶媒体190は、ア
レイ状に配置しRAID(Redundant Array of Inexpen
siveDisks)構成を組んで使用される。 RAID構成し
た記憶媒体190は、上位装置101からアクセスを実
行可能とするために、RAID構成毎にロジカルユニッ
トの作成をおこなう。
として、RAID200、RAID201、RAID2
02を構成して、各々の中に、ロジカルユニットとし
て、LU0(200)、LU1(201)、LU2(2
02)を作成している。なお、図1の例では、一つのR
AIDグループに一つのロジカルユニットを作成してい
るが、一つのRAIDグループの中に、複数のロジカル
ユニットを設けるようにしても良い。
ジカルユニットの作成をおこなったときに、自動的にス
ワップ領域211,212,213が、一つ以上を作成
する。このスワップ領域は、システム管理者からロジカ
ルユニットとして認識されず、そのための設定もおこな
う必要がない。
るメモリ162上の管理テーブルの構造を説明する。図
2は、本発明に係るロジカルユニット管理テーブル30
0の模式図である。図3は、本発明に係るスワップ領域
管理テーブル400の模式図である。
が作成されると、システムの中で一意的に識別されるロ
ジカルユニット番号にて管理される。また、各々のロジ
カルユニットは、ブロック単位に分割されて、各々はロ
ジカルユニットの管理ブロックとして、アクセスされ
る。この管理ブロックには、各々のロジカルユニットの
中で一意的に識別できる管理ブロック番号が付与され
る。
理テーブル300は、ロジカルユニットに置かれる管理
ブロック毎のアクセス情報を管理するためのテーブルで
ある。
ールドには、ロジカルユニットの番号が入り、管理ブロ
ック302のフィールドには、管理ブロックの番号が入
る。これにより、このレコードが対象としている管理ブ
ロックが特定される。
ックにアクセスした回数が記録される。このアクセス
は、アクセス監視範囲時間310内でアクセスした回数
であり、アクセス監視範囲時間310を越えたときに
は、定期的に0クリアされる。
がアクセス監視範囲時間310内でアクセスした回数
が、アクセス回数上限320を越えた回数を示すフィー
ルドである。コピー先位置305は、コピー先の位置を
示すフィールドであり、コピーしたスワップ領域あるR
AIDグループの番号と、そのスワップ領域の中の管理
ブロックの番号である。
コードの管理ブロックにアクセスするたびに、アクセス
回数303の値をインクリメントしていき、アクセス回
数上限320に達したときに、オーバフロー回数304
を、インクリメントし、この管理ブロックをコピー先位
置305のフィールドが示す位置にコピーする。そのと
きには、アクセス回数303は、0クリアされる。
理ブロックのあるロジカルユニットの別のRAIDグル
ープの中のスワップ領域に取るようにすると、アクセス
頻度の大きな管理ブロックは、別のRAIDグループの
中に退避されることになる。そして、それ以降は、その
スワップ領域にある管理ブロックをアクセスするように
すれば、負荷分散を図ることができる。
ーブル400は、スワップ領域に置かれる管理ブロック
毎のアクセス情報を管理するためのテーブルである。
アクセス頻度が少なくなったときには、スワップ領域の
利用効率、データの一貫性のためからも、元の位置に復
元させるのが好ましい。このスワップ領域管理テーブル
400は、そのための管理ブロックの復元をおこなうた
めのテーブルである。
は、スワップ領域のあるRAIDグループの番号が入
り、管理ブロック402のフィールドには、このスワッ
プ領域中での管理ブロックの番号が入る。これにより、
このレコードが対象としている管理ブロックが特定され
る。
領域の中で管理ブロックにアクセスした回数が記録され
る。このアクセスは、アクセス監視範囲時間410内で
アクセスした回数であり、アクセス監視範囲時間410
を越えたときには、定期的に0クリアされる。
示すフィールドであり、コピー元のロジカルユニットの
番号と、そのロジカルユニットの中の管理ブロックの番
号である。
コードの管理ブロックにアクセスするたびに、アクセス
回数403の値をインクリメントする。そして、アクセ
ス監視範囲時間410に達しっても、アクセス回数下限
420に達しないときには、このスワップ領域にある管
理ブロックをコピー元位置404のフィールドが示す位
置にコピーする。そのときには、アクセス回数403
は、0クリアされる。
ックが、アクセス頻度が少なくなったときには、元のロ
ジカルユニットの位置に復元することができる。
中のアクセス監視範囲時間410は、ロジカルユニット
テーブルのアクセス監視範囲時間310と同じにしても
良いし、別の値にしても良い。
ィスクアレイ装置の動作について説明する。
イ装置110が、上位装置101が、I/Oのためのコ
マンドを受領したときの動作について説明する。図4
は、本発明のディスクアレイ装置110が、上位装置1
01が、I/Oのためのコマンドを受領したときの動作
を示すフローチャートである。
01が、I/Oのためのコマンドを受領したときには
(S101)、メモリ162の中のロジカルユニットテ
ーブル30を参照して、その管理ブロックが、コピーさ
れているか否かを調べる(S102)。そして、コピー
されているときには、コピー先位置305を参照して、
そのコマンドの処理するデータの位置を変換して後(S
103)、受領したコマンドを実行する(S104)。
ルユニットの管理ブロックに対して、受領したコマンド
を実行する(S104)。
ロックにアクセスしたときには、スワップ領域管理テー
ブル400のアクセス回数403を、インクリメントす
る。また、コピー元のロジカルユニットの管理ブロック
にアクセスしたときには、ロジカルユニットテーブル3
00のアクセス回数402をインクリメントする(S1
05)。
したとき、すなわち、アクセス回数303の値=アクセ
ス回数上限320の値になったときには、その管理ブロ
ックを他のRAIDグループの管理領域にコピーし(S
107)、コピー先位置305の値を更新し(S10
8)、アクセス回数303を0クリアして、同時に、オ
ーバフロー回数をインクリメントする(S109)。
ピー処理を実行するタイミングは、ディスクアレイ装置
110のホストからのI/Oの頻度が低くなったときに
おこなうように制御すると良い。
イ装置110が、上位装置101、または、ディスクア
レイ装置110自身のタイマ割込みによる動作について
説明する。図5は、本発明のディスクアレイ装置110
の上位装置101、または、ディスクアレイ装置110
自身のタイマ割込みによる動作を示すフローチャートで
ある。
カルユニットテーブル300の中のアクセス監視範囲時
間310に達しているときには(S201)、アクセス
回数303をゼロクリアする(S202)。
理テーブル400の中のアクセス監視範囲時間410に
達しているときには、アクセス回数403がアクセス回
数下限420に達しているかを調べる(S203)。
クセス回数403の値<アクセス回数下限420の値の
ときには、コピー元位置404の示すロジカルユニット
番号の管理ブロックにデータを復元する(S205)。
しているときには、アクセス回数403を、0クリアす
る(S206)。
10の電源をOFFにするときの動作について説明す
る。図6は、ディスクアレイ装置110の電源をOFF
にするときの動作を示すフローチャートである。
にするときには、ロジカルユニットテーブル300を参
照して、コピーしたデータが有るときには(S30
1)、元のロジカルユニットの管理ブロックの位置に、
LUN301、管理ブロック302を参照して、データ
を復元させる(S302)。このときには、アクセス回
数304の値は、0クリアされ、コピー先位置305の
値もクリアされる。
ニットテーブル300、スワップ領域管理テーブルなど
の各種管理テーブルを、磁気ディスクなどの不揮発記憶
媒体に退避し(S303)、その他の停止処理をおこな
う(S304)。
アクセス監視範囲時間310、アクセス回数上限32
0、スワップ領域管理テーブル400のアクセス監視範
囲時間410、アクセス回数上限420は、上位装置1
01からのホストコマンド、外部ネットワークから、L
ANポート140およびRS232Cポートを介して、
変更することができる。変更指示を受けたときには、メ
モリ162の情報を更新することになる。上位装置10
1からホストコマンドによる変更は、これらの情報の変
更を指示するコマンドによっておこなうことになる。L
ANポートおよびRS232Cポートによる変更は、L
ANおよびRS232Cに特定のインタフェースを規定
して、インタフェースに内に変更する情報を埋め込み、
管理端末などのLANおよびRS232Cの接続先の装
置から情報を送ることによりおこなう。変更された情報
は、変更指示があった時点で、メモリ162に書き込
み、書き込み終了時より有効とする。
ィスクアレイ装置が、ロジカルユニットのユニットの管
理ブロックをスワップ領域に退避するとき、スワップ領
域の管理ブロックをロジカルユニットに復元するときの
具体例を説明する。図7は、本発明のディスクアレイ装
置が、ロジカルユニットのユニットの管理ブロックをス
ワップ領域に退避するときの具体例を示す図である。図
8は、本発明のディスクアレイ装置が、スワップ領域の
管理ブロックをロジカルユニットに復元するときの具体
例を示す図である。
ブロックをスワップ領域に退避するときについて説明す
る。
置の中にRAIDグループR#1,R#2が構成されて
いて、RAIDグループR#1には、ロジカルユニット
LU0,LU1が取られ、 RAIDグループR#2に
は、ロジカルユニットLU2が取られている。そして、
各々のロジカルユニットの中の管理ブロック(0),
(1),(2)…と番号付けられているとする。また、
ロジカルユニットテーブル300は、図7のような状態
であり、アクセス監視範囲時間310の値は、10s、
アクセス回数上限320は、10回であるとする。
2に、上位装置101からコマンドがI/Oコマンドが
発行されて、ロジカルユニットLU0の中の管理ブロッ
ク(2)がアクセスされたとする。
ク(2)は、アクセス回数303は9回であり、オーバ
フロー回数304は2回である。これは、過去10s内
に9回アクセスがあり、これまでにオーバフローしたの
が2回あったことを意味する。
たようにREAD/WRITEなどのコマンドを実行し
て(S104)、アクセス回数303を10回に更新し
(S105)、オーバフロー回数304を3回に更新す
る(S105)。
たことになるので、利用可能な他のRAIDグループの
スワップ領域の管理ブロック探すことになる。ここで、
仮にそれが、RAIDグループR#2の管理ブロック
(0)であるとすると、その管理ブロックの位置にその
管理ブロックにロジカルユニットLU0の中の管理ブロ
ック(2)をコピーする(S107)。
グループR#2と、管理ブロック(0)の位置を示す値
を設定する(S108)。
カルユニットに復元するときについて説明する。
置の中にRAIDグループR#3,R#4が構成されて
いて、RAIDグループR#3には、ロジカルユニット
LU10,LU11が取られ、RAIDグループR#4
には、ロジカルユニットLU12が取られている。そし
て、各々のロジカルユニットの中の管理ブロック
(0),(1),(2)…と番号付けられているとす
る。また、スワップ領域管理テーブル400は、図3の
ような状態であり、アクセス監視範囲時間410の値
は、10s、アクセス回数下限320は、5回であると
する。
復元のためのアクセス監視時間に達したとする(S20
3)。
と、RAIDグループR#4の管理ブロック(1)が、
アクセス回数403が3回なので、アクセス回数下限4
20の5回に達していないことが分かる(S204)。
このときには、コピー元位置404を見て、元のロジカ
ルユニットLU10の管理ブロック(1)にデータを復
元する(S205)。
にロジカルユニットを設けるディスクアレイ装置におい
て、負荷分散のための構成を容易にし、そのための特別
の作業を発生させることのないディスクアレイ装置を提
供することができる。
る。
00の模式図である。
の模式図である。
置101が、I/Oのためのコマンドを受領したときの
動作を示すフローチャートである。
101、または、ディスクアレイ装置110自身のタイ
マ割込みによる動作を示すフローチャートである。
るときの動作を示すフローチャートである。
ットのユニットの管理ブロックをスワップ領域に退避す
るときの具体例を示す図である。
の管理ブロックをロジカルユニットに復元するときの具
体例を示す図である。
Claims (4)
- 【請求項1】 記録媒体からRAIDグループを構成
し、前記RAIDグループを一つまたは複数のロジカル
ユニットに分割してアクセスすることのできるディスク
アレイ装置において、 前記RAIDグループを前記ロジカルユニットに分割す
るときに、前記RAIDグループに属する記録媒体の中
に、自動的にスワップ領域を生成し、 前記ロジカルユニットを任意の大きさからなるブロック
に分割し、 上位装置のアクセスを前記ブロック単位に計測して、前
記ブロックのアクセス頻度が所定の回数を超えたときに
は、 そのブロックを、そのブロックを含むロジカルユニット
の属するRAIDグループの別のRAIDグループのス
ワップ領域にコピーして、 前記上位装置のそのブロックのアクセスを、前記スワッ
プ領域の中のコピーしたブロックによりおこなうように
制御することを特徴とするディスクアレイ装置。 - 【請求項2】 前記ブロックのスワップ領域のコピーと
アクセスとを自動的におこない、しかも、前記スワップ
領域のコピーは、このディスクアレイ装置の任意のRA
IDグループの中のスワップ領域におこなうことが可能
であり、前記スワップ領域の中のコピーしたブロックへ
のアクセスが少なくなったときには、そのブロックを元
のロジカルユニットに復元させることを特徴とする請求
項1記載のディスクアレイ装置。 - 【請求項3】 前記スワップ領域のブロックのコピー
を、前記上位装置からのアクセスが少なくなったときに
おこなうことを特徴とする請求項1記載のディスクアレ
イ装置。 - 【請求項4】 前記上位装置または外部ネットワークか
ら、前記ブロックのアクセスを計測する時間と、前記所
定の回数を設定可能なことを特徴とする請求項1記載の
ディスクアレイ装置。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2001351139A JP2003150324A (ja) | 2001-11-16 | 2001-11-16 | ディスクアレイ装置 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2001351139A JP2003150324A (ja) | 2001-11-16 | 2001-11-16 | ディスクアレイ装置 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JP2003150324A true JP2003150324A (ja) | 2003-05-23 |
Family
ID=19163492
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP2001351139A Pending JP2003150324A (ja) | 2001-11-16 | 2001-11-16 | ディスクアレイ装置 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JP2003150324A (ja) |
Cited By (5)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2007102607A (ja) * | 2005-10-06 | 2007-04-19 | Nec Corp | ディスクアレイ装置、データスワップ方法、及びプログラム |
JP2010191989A (ja) * | 2010-04-26 | 2010-09-02 | Hitachi Ltd | 記憶制御システム及び方法 |
US7949895B2 (en) | 2007-11-05 | 2011-05-24 | Fujitsu Limited | Data reading method |
US8433686B2 (en) | 2004-04-09 | 2013-04-30 | Hitachi, Ltd. | Storage control system and method |
JP7468914B2 (ja) | 2022-03-07 | 2024-04-16 | Necプラットフォームズ株式会社 | ディスクアレイ装置、負荷分散方法、及び負荷分散プログラム |
-
2001
- 2001-11-16 JP JP2001351139A patent/JP2003150324A/ja active Pending
Cited By (6)
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