JP2003186628A - ディスクアレイ装置及びデータバックアップ方法 - Google Patents
ディスクアレイ装置及びデータバックアップ方法Info
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- JP2003186628A JP2003186628A JP2001384821A JP2001384821A JP2003186628A JP 2003186628 A JP2003186628 A JP 2003186628A JP 2001384821 A JP2001384821 A JP 2001384821A JP 2001384821 A JP2001384821 A JP 2001384821A JP 2003186628 A JP2003186628 A JP 2003186628A
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- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
- G06F11/1402—Saving, restoring, recovering or retrying
- G06F11/1446—Point-in-time backing up or restoration of persistent data
- G06F11/1458—Management of the backup or restore process
- G06F11/1469—Backup restoration techniques
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- G06F11/1446—Point-in-time backing up or restoration of persistent data
- G06F11/1456—Hardware arrangements for backup
Abstract
(57)【要約】
【課題】アドレス変換テーブルを利用して有効な論理ア
ドレスに対応するデータのみをバックアップ対象とする
ことで、高速バックアップを実現する。 【解決手段】ディスクアレイ装置１の制御装置１１は、
バックアップ処理の開始時に、アドレス変換テーブル１
３２のコピー２２１を生成する。制御装置１１はアドレ
ス変換テーブルのコピー２２１に従って有効な論理アド
レスを検索して、その有効な論理アドレスに対応する物
理アドレスのデータブロックが含まれる物理ストライプ
をディスクアレイ１２から読み込み、その物理ストライ
プ中の有効な論理アドレスに対応するデータブロックの
データを大容量記憶装置３に書き込む。制御装置１１
は、書き込まれたデータブロックの論理アドレスと当該
記憶装置３上の物理アドレスとを含む制御情報を制御テ
ーブル２２３に登録し、データバックアップ後に当該テ
ーブル２２３の情報を大容量記憶装置３に書き込む。
ドレスに対応するデータのみをバックアップ対象とする
ことで、高速バックアップを実現する。 【解決手段】ディスクアレイ装置１の制御装置１１は、
バックアップ処理の開始時に、アドレス変換テーブル１
３２のコピー２２１を生成する。制御装置１１はアドレ
ス変換テーブルのコピー２２１に従って有効な論理アド
レスを検索して、その有効な論理アドレスに対応する物
理アドレスのデータブロックが含まれる物理ストライプ
をディスクアレイ１２から読み込み、その物理ストライ
プ中の有効な論理アドレスに対応するデータブロックの
データを大容量記憶装置３に書き込む。制御装置１１
は、書き込まれたデータブロックの論理アドレスと当該
記憶装置３上の物理アドレスとを含む制御情報を制御テ
ーブル２２３に登録し、データバックアップ後に当該テ
ーブル２２３の情報を大容量記憶装置３に書き込む。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、複数のディスク装
置から構成されるディスクアレイを備え、ログ構造化フ
ァイルシステム（Log-Structured File System）を適用
するディスクアレイ装置に係り、特にディスクアレイに
記録されたデータのバックアップに好適なディスクアレ
イ装置及びデータバックアップ方法に関する。
置から構成されるディスクアレイを備え、ログ構造化フ
ァイルシステム（Log-Structured File System）を適用
するディスクアレイ装置に係り、特にディスクアレイに
記録されたデータのバックアップに好適なディスクアレ
イ装置及びデータバックアップ方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来からログ構造化ファイルシステムと
呼ばれるディスク記憶管理方法が知られている。ログ構
造化ファイルシステムについては、例えば以下の文
献、"The Design and Implementation of a Log Struct
ured File System",Mendel Rosenblum and John K.Oust
erhout,ACM Transaction on Computer Systems,Februar
y 1992に詳細に記載されている。この文献に記載された
ログ構造化ファイルシステムを要約すると、更新後のデ
ータを、複数個まとめて有効なデータが格納されていな
い別の連続領域に書き込み、更新前に、当該データが格
納されていた領域を無効にする方法である。
呼ばれるディスク記憶管理方法が知られている。ログ構
造化ファイルシステムについては、例えば以下の文
献、"The Design and Implementation of a Log Struct
ured File System",Mendel Rosenblum and John K.Oust
erhout,ACM Transaction on Computer Systems,Februar
y 1992に詳細に記載されている。この文献に記載された
ログ構造化ファイルシステムを要約すると、更新後のデ
ータを、複数個まとめて有効なデータが格納されていな
い別の連続領域に書き込み、更新前に、当該データが格
納されていた領域を無効にする方法である。
【０００３】また、米国特許第６，２１９，７５２号公
報及び米国特許第６，２３３，６４８号公報には、ログ
構造化ファイルシステムをディスクアレイ装置に適用し
た技術（以下、先行技術と称する）が開示されている。
この先行技術においては、ホストコンピュータからのア
クセス要求で指定された論理アドレス（ホストコンピュ
ータからみたディスクアレイ上のデータアドレス）を、
ディスクアレイにおける物理的なデータの位置を示す物
理アドレスに変換するにのにアドレス変換テーブルが用
いられる。
報及び米国特許第６，２３３，６４８号公報には、ログ
構造化ファイルシステムをディスクアレイ装置に適用し
た技術（以下、先行技術と称する）が開示されている。
この先行技術においては、ホストコンピュータからのア
クセス要求で指定された論理アドレス（ホストコンピュ
ータからみたディスクアレイ上のデータアドレス）を、
ディスクアレイにおける物理的なデータの位置を示す物
理アドレスに変換するにのにアドレス変換テーブルが用
いられる。
【０００４】さて、この種のディスクアレイは、ディス
ク単体の障害に対しては、冗長化ディスク構成を適用す
ることで対処可能であるものの、オペレータの誤操作や
コンピュータウイルス感染等によるデータの喪失や改変
に対しては対処することが困難である。そこで、これら
の諸問題に対処するために、定期的にディスクアレイ上
のデータを、そのまま大容量記憶装置（磁気テープ装置
やディスク装置）にコピーする、いわゆるイメージバッ
クアップを行って、万が一の場合に備える必要がある。
もし、ディスクアレイ上のデータの喪失や改変に遭遇し
た場合、大容量記憶装置にバックアップされているデー
タ、つまりディスクアレイのイメージバックアップデー
タを当該ディスクアレイにリストアする。
ク単体の障害に対しては、冗長化ディスク構成を適用す
ることで対処可能であるものの、オペレータの誤操作や
コンピュータウイルス感染等によるデータの喪失や改変
に対しては対処することが困難である。そこで、これら
の諸問題に対処するために、定期的にディスクアレイ上
のデータを、そのまま大容量記憶装置（磁気テープ装置
やディスク装置）にコピーする、いわゆるイメージバッ
クアップを行って、万が一の場合に備える必要がある。
もし、ディスクアレイ上のデータの喪失や改変に遭遇し
た場合、大容量記憶装置にバックアップされているデー
タ、つまりディスクアレイのイメージバックアップデー
タを当該ディスクアレイにリストアする。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】上記したように従来
は、ディスクアレイのデータを大容量記憶装置にバック
アップするのに、ディスクアレイのデータをそのまま大
容量記憶装置にコピーするイメージバックアップ方法を
適用している。このため、バックアップ処理に要する時
間は、ディスクアレイのデータ容量に依存し、容量が大
きくなるほど長くなる。したがって、今後ディスクアレ
イの大容量化が一層進むことを考慮すると、上記従来方
法は問題である。
は、ディスクアレイのデータを大容量記憶装置にバック
アップするのに、ディスクアレイのデータをそのまま大
容量記憶装置にコピーするイメージバックアップ方法を
適用している。このため、バックアップ処理に要する時
間は、ディスクアレイのデータ容量に依存し、容量が大
きくなるほど長くなる。したがって、今後ディスクアレ
イの大容量化が一層進むことを考慮すると、上記従来方
法は問題である。
【０００６】そこで、効率良くバックアップを実施する
ために、ファイルシステムやディスクアレイ装置用のデ
ィバイスドライバに変更を加え、ファイルシステムにと
って有効なデータのみをバックアップの対象とする方法
が考えられる。しかし、この方法は、ディスクアレイ装
置がＯＳ（オペレーティングシステム）に依存するた
め、ＯＳにディスクアレイ装置とＯＳとの間のインター
フェースを追加するか、ＯＳやファイルシステムの内部
構造が公開されている必要がある。更に、各ＯＳ毎にデ
ィスクアレイ装置を用意する必要があり、ＯＳが異なる
場合のディスクアレイ装置間での互換性にも問題があ
る。
ために、ファイルシステムやディスクアレイ装置用のデ
ィバイスドライバに変更を加え、ファイルシステムにと
って有効なデータのみをバックアップの対象とする方法
が考えられる。しかし、この方法は、ディスクアレイ装
置がＯＳ（オペレーティングシステム）に依存するた
め、ＯＳにディスクアレイ装置とＯＳとの間のインター
フェースを追加するか、ＯＳやファイルシステムの内部
構造が公開されている必要がある。更に、各ＯＳ毎にデ
ィスクアレイ装置を用意する必要があり、ＯＳが異なる
場合のディスクアレイ装置間での互換性にも問題があ
る。
【０００７】一方、ログ構造化ファイルシステムでは、
書き込みを行う分だけ、ディスクアレイ上にデータの記
録されていない連続領域が必要である。そのため、無効
になった領域を移動して、連続した無効領域を作成す
る、セグメントクリーニングと呼ばれる処理を頻繁に行
う必要がある。そこで、ディスクアレイ装置のデータを
バックアップする際にセグメントクリーニング処理を実
施するには特別な配慮が必要とされている。
書き込みを行う分だけ、ディスクアレイ上にデータの記
録されていない連続領域が必要である。そのため、無効
になった領域を移動して、連続した無効領域を作成す
る、セグメントクリーニングと呼ばれる処理を頻繁に行
う必要がある。そこで、ディスクアレイ装置のデータを
バックアップする際にセグメントクリーニング処理を実
施するには特別な配慮が必要とされている。
【０００８】例えば、特開平１１−１２００５５号公報
には、ファイルシステムに対する変更を不要とする、シ
ステム稼動中のスナップショット作成方式が開示されて
いる。この公報記載の方式は、まとめ書き途中のストラ
イプでも空き領域への格納を行い、スナップショット作
成時のタイムスタンプをデータ領域とは別の領域に保存
し、データをリストアする場合に記録されたタイムスタ
ンプからアドレス変換テーブルを再構築することで高速
なスナップショット採取を実現している。
には、ファイルシステムに対する変更を不要とする、シ
ステム稼動中のスナップショット作成方式が開示されて
いる。この公報記載の方式は、まとめ書き途中のストラ
イプでも空き領域への格納を行い、スナップショット作
成時のタイムスタンプをデータ領域とは別の領域に保存
し、データをリストアする場合に記録されたタイムスタ
ンプからアドレス変換テーブルを再構築することで高速
なスナップショット採取を実現している。
【０００９】このように、特開平１１−１２００５５号
公報に記載された先行技術では、スナップショットを作
成する場合にはディスクアレイ装置に対する入出力が最
小限に制限されるので高速なスナップショットが作成で
きる。しかし、この先行技術では、データをリストアす
る場合には、記録されたタイムスタンプからアドレス変
換テーブルの再構築が必要となる。このアドレス変換テ
ーブルの再構築処理に必要な時間は、ディスクアレイの
データ容量に依存し、当該容量に比例して多く必要とな
るため問題である。
公報に記載された先行技術では、スナップショットを作
成する場合にはディスクアレイ装置に対する入出力が最
小限に制限されるので高速なスナップショットが作成で
きる。しかし、この先行技術では、データをリストアす
る場合には、記録されたタイムスタンプからアドレス変
換テーブルの再構築が必要となる。このアドレス変換テ
ーブルの再構築処理に必要な時間は、ディスクアレイの
データ容量に依存し、当該容量に比例して多く必要とな
るため問題である。
【００１０】本発明は上記事情を考慮してなされたもの
でその目的は、アドレス変換テーブルを利用して有効な
論理アドレスに対応するデータのみをバックアップ対象
とすることでデータバックアップに要する時間を短縮
し、これによりファイルシステムやディスクアレイ装置
用のディバイスドライバに一切の変更を加えることなく
高速なバックアップが実現できるディスクアレイ装置及
びデータバックアップ方法を提供することにある。
でその目的は、アドレス変換テーブルを利用して有効な
論理アドレスに対応するデータのみをバックアップ対象
とすることでデータバックアップに要する時間を短縮
し、これによりファイルシステムやディスクアレイ装置
用のディバイスドライバに一切の変更を加えることなく
高速なバックアップが実現できるディスクアレイ装置及
びデータバックアップ方法を提供することにある。
【００１１】
【課題を解決するための手段】本発明の第１の観点によ
れば、複数のディスク装置から構成されるディスクアレ
イを備え、ホストコンピュータからの書き込み要求の指
定するデータをブロック単位に分割して書き込みバッフ
ァに詰めて蓄積し、当該バッファに所定のブロック数の
データが蓄積された段階で、その所定のブロック数のデ
ータを含む１ストライプ分のデータが、上記ディスクア
レイ内の複数のディスク装置上の更新されるべきデータ
を保持している領域とは別の空き領域内の物理的に連続
する領域に書き込まれるディスクアレイ装置が提供され
る。このディスクアレイ装置は、ホストコンピュータか
らの論理アドレスをディスクアレイの物理アドレスに変
換するアドレス変換情報が記憶されたアドレス変換テー
ブルと、ディスクアレイのデータを大容量記憶装置にバ
ックアップするバックアップ処理の開始時に、その時点
における上記アドレス変換テーブルのコピーを生成する
手段と、上記コピーされたアドレス変換テーブルに従っ
て有効な論理アドレスを検索する手段と、この検索され
た前記有効な論理アドレスに対応する物理アドレスのデ
ータブロックが含まれる物理ストライプをディスクアレ
イから読み込む手段と、この読み込まれた物理ストライ
プ中の前記有効な論理アドレスに対応する前記データブ
ロックのデータを大容量記憶装置に書き込む手段と、こ
の大容量記憶装置に書き込まれた前記データブロックの
論理アドレスと当該大容量記憶装置上の物理アドレスと
を含む制御情報を記憶する制御情報記憶手段と、上記制
御情報記憶手段に記憶されている全ての制御情報を大容
量記憶装置に書き込む手段とを備えている。
れば、複数のディスク装置から構成されるディスクアレ
イを備え、ホストコンピュータからの書き込み要求の指
定するデータをブロック単位に分割して書き込みバッフ
ァに詰めて蓄積し、当該バッファに所定のブロック数の
データが蓄積された段階で、その所定のブロック数のデ
ータを含む１ストライプ分のデータが、上記ディスクア
レイ内の複数のディスク装置上の更新されるべきデータ
を保持している領域とは別の空き領域内の物理的に連続
する領域に書き込まれるディスクアレイ装置が提供され
る。このディスクアレイ装置は、ホストコンピュータか
らの論理アドレスをディスクアレイの物理アドレスに変
換するアドレス変換情報が記憶されたアドレス変換テー
ブルと、ディスクアレイのデータを大容量記憶装置にバ
ックアップするバックアップ処理の開始時に、その時点
における上記アドレス変換テーブルのコピーを生成する
手段と、上記コピーされたアドレス変換テーブルに従っ
て有効な論理アドレスを検索する手段と、この検索され
た前記有効な論理アドレスに対応する物理アドレスのデ
ータブロックが含まれる物理ストライプをディスクアレ
イから読み込む手段と、この読み込まれた物理ストライ
プ中の前記有効な論理アドレスに対応する前記データブ
ロックのデータを大容量記憶装置に書き込む手段と、こ
の大容量記憶装置に書き込まれた前記データブロックの
論理アドレスと当該大容量記憶装置上の物理アドレスと
を含む制御情報を記憶する制御情報記憶手段と、上記制
御情報記憶手段に記憶されている全ての制御情報を大容
量記憶装置に書き込む手段とを備えている。
【００１２】このような構成のディスクアレイ装置にお
いては、アドレス変換テーブルを利用して、有効な論理
ブロックの論理アドレスが検索され、その有効な論理ア
ドレスに対応する物理アドレスの物理ブロックが含まれ
る物理ストライプのみがディスクアレイから読み込まれ
る。そしてディスクアレイから読み込まれた物理ストラ
イプ中の有効な論理アドレスに対応するデータブロック
のデータだけが大容量記憶装置にバックアップされる。
いては、アドレス変換テーブルを利用して、有効な論理
ブロックの論理アドレスが検索され、その有効な論理ア
ドレスに対応する物理アドレスの物理ブロックが含まれ
る物理ストライプのみがディスクアレイから読み込まれ
る。そしてディスクアレイから読み込まれた物理ストラ
イプ中の有効な論理アドレスに対応するデータブロック
のデータだけが大容量記憶装置にバックアップされる。
【００１３】このように第１の観点に係るディスクアレ
イ装置によれば、アドレス変換テーブルを利用して有効
な論理アドレスに対応するデータのみをバックアップ対
象とすることにより、データバックアップに要する時間
を短縮することができる。しかも、アドレス変換テーブ
ルを利用して有効な論理アドレスを検索することから、
ファイルシステムやディスクアレイ装置用のディバイス
ドライバに一切の変更を加えることなく高速なバックア
ップが実現できる。
イ装置によれば、アドレス変換テーブルを利用して有効
な論理アドレスに対応するデータのみをバックアップ対
象とすることにより、データバックアップに要する時間
を短縮することができる。しかも、アドレス変換テーブ
ルを利用して有効な論理アドレスを検索することから、
ファイルシステムやディスクアレイ装置用のディバイス
ドライバに一切の変更を加えることなく高速なバックア
ップが実現できる。
【００１４】また、第１の観点に係るディスクアレイ装
置においては、大容量記憶装置に書き込まれたデータブ
ロックの論理アドレスと当該大容量記憶装置上の物理ア
ドレスとを含む制御情報が所定の制御情報記憶手段に登
録され、この制御情報記憶手段に登録されている全ての
制御情報が当該大容量記憶装置に書き込まれることか
ら、当該大容量記憶装置に書き込まれている制御情報を
用いることで、当該大容量記憶装置にバックアップされ
たデータをディスクアレイに容易にリストアすることが
可能となる。しかも、大容量記憶装置にバックアップさ
れたデータは、従来のイメージバックアップと異なって
有効な論理アドレスのデータだけであるため、高速なデ
ータリストアが可能となり、且つリストア処理の終了後
はセグメントクリーニングが完了した状態となる。つま
り、リストア処理だけでセグメントクリーニングも自動
で同時に実行できる。
置においては、大容量記憶装置に書き込まれたデータブ
ロックの論理アドレスと当該大容量記憶装置上の物理ア
ドレスとを含む制御情報が所定の制御情報記憶手段に登
録され、この制御情報記憶手段に登録されている全ての
制御情報が当該大容量記憶装置に書き込まれることか
ら、当該大容量記憶装置に書き込まれている制御情報を
用いることで、当該大容量記憶装置にバックアップされ
たデータをディスクアレイに容易にリストアすることが
可能となる。しかも、大容量記憶装置にバックアップさ
れたデータは、従来のイメージバックアップと異なって
有効な論理アドレスのデータだけであるため、高速なデ
ータリストアが可能となり、且つリストア処理の終了後
はセグメントクリーニングが完了した状態となる。つま
り、リストア処理だけでセグメントクリーニングも自動
で同時に実行できる。
【００１５】本発明の第２の観点に係るディスクアレイ
装置は、第１の観点に係るディスクアレイ装置とは異な
って、コピーさらたアドレス変換テーブルの各アドレス
変換情報を物理アドレスの順番にソートする手段と、こ
のコピー＆ソート後のアドレス変換テーブルに従って物
理アドレスの順番に対応する物理ストライプをディスク
アレイから順次読み込む手段と、この読み込み手段によ
る読み込みの対象となっている物理ストライプを、セグ
メントクリーニングの対象外とする物理的に連続する物
理ストライプ列の先頭の物理ストライプとして管理する
手段とを備え、上記読み込み手段により読み込まれた物
理ストライプ中の有効な論理アドレスに対応するデータ
ブロックのデータを大容量記憶装置に書き込む構成とし
たことを特徴とする。
装置は、第１の観点に係るディスクアレイ装置とは異な
って、コピーさらたアドレス変換テーブルの各アドレス
変換情報を物理アドレスの順番にソートする手段と、こ
のコピー＆ソート後のアドレス変換テーブルに従って物
理アドレスの順番に対応する物理ストライプをディスク
アレイから順次読み込む手段と、この読み込み手段によ
る読み込みの対象となっている物理ストライプを、セグ
メントクリーニングの対象外とする物理的に連続する物
理ストライプ列の先頭の物理ストライプとして管理する
手段とを備え、上記読み込み手段により読み込まれた物
理ストライプ中の有効な論理アドレスに対応するデータ
ブロックのデータを大容量記憶装置に書き込む構成とし
たことを特徴とする。
【００１６】第１の観点に係るディスクアレイ装置によ
れば、物理ストライプ番号の順番に対応する物理ストラ
イプが処理されて、当該物理ストライプ中の有効な論理
アドレスに対応するデータのみを対象とするバックアッ
プが行われる。このため、バックアップ処理済みの物理
ストライプはディスクアレイ上で物理的に連続してい
る。よって、現在読み込み手段による読み込みの対象と
なっている物理ストライプを、セグメントクリーニング
の対象外とする物理的に連続する物理ストライプ列の先
頭の物理ストライプとして管理するだけで、バックアッ
プ未実施の物理ストライプ列をセグメントクリーニング
から保護すると共に、バックアップ実施済みの物理スト
ライプ列をセグメントクリーニングの対象とすることが
でき、オンラインバックアップ処理が簡単に実現でき
る。
れば、物理ストライプ番号の順番に対応する物理ストラ
イプが処理されて、当該物理ストライプ中の有効な論理
アドレスに対応するデータのみを対象とするバックアッ
プが行われる。このため、バックアップ処理済みの物理
ストライプはディスクアレイ上で物理的に連続してい
る。よって、現在読み込み手段による読み込みの対象と
なっている物理ストライプを、セグメントクリーニング
の対象外とする物理的に連続する物理ストライプ列の先
頭の物理ストライプとして管理するだけで、バックアッ
プ未実施の物理ストライプ列をセグメントクリーニング
から保護すると共に、バックアップ実施済みの物理スト
ライプ列をセグメントクリーニングの対象とすることが
でき、オンラインバックアップ処理が簡単に実現でき
る。
【００１７】なお、以上のディスクアレイ装置に係る本
発明は、ディスクアレイを制御する制御装置（ディスク
アレイコントローラ）に係る発明としても、ディスクア
レイ装置を備えたコンピュータシステムに係る発明とし
ても、更にはディスクアレイに記録されたデータを大容
量記憶装置にバックアップするデータバックアップ方法
に係る発明としても、或いはディスクアレイに記録され
たデータを大容量記憶装置にバックアップすると共に、
大容量記憶装置にバックアップされたデータをディスク
アレイにリストアするデータバックアップ・リストア方
法に係る発明としても成立する。
発明は、ディスクアレイを制御する制御装置（ディスク
アレイコントローラ）に係る発明としても、ディスクア
レイ装置を備えたコンピュータシステムに係る発明とし
ても、更にはディスクアレイに記録されたデータを大容
量記憶装置にバックアップするデータバックアップ方法
に係る発明としても、或いはディスクアレイに記録され
たデータを大容量記憶装置にバックアップすると共に、
大容量記憶装置にバックアップされたデータをディスク
アレイにリストアするデータバックアップ・リストア方
法に係る発明としても成立する。
【００１８】また、本発明は、コンピュータに当該発明
に相当する手順を実行させるためのプログラムに係る発
明としても成立する。
に相当する手順を実行させるためのプログラムに係る発
明としても成立する。
【００１９】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につき
図面を参照して説明する。図１は、本発明の一実施形態
に係るディスクアレイ装置を備えたコンピュータシステ
ムの構成を示すブロック図である。
図面を参照して説明する。図１は、本発明の一実施形態
に係るディスクアレイ装置を備えたコンピュータシステ
ムの構成を示すブロック図である。
【００２０】図１に示すコンピュータシステムは、ディ
スクアレイ装置１と、当該ディスクアレイ装置１を利用
するホストコンピュータ２と、ディスクアレイ装置１の
バックアップデータを記録する磁気テープ等の大容量記
憶装置３とから構成される。
スクアレイ装置１と、当該ディスクアレイ装置１を利用
するホストコンピュータ２と、ディスクアレイ装置１の
バックアップデータを記録する磁気テープ等の大容量記
憶装置３とから構成される。
【００２１】ディスクアレイ装置１は、制御装置１１
と、当該制御装置１１に接続されたディスクアレイ１２
と、当該制御装置１１に接続された不揮発性メモリ１３
とから構成される。ディスクアレイ１２は、複数のディ
スク装置、例えば、図では３台のディスク装置２１，２
２，２３から構成される。なお、不揮発性メモリ１３に
代えて、揮発性メモリと、電源オフ時に当該揮発性メモ
リの記憶内容が消失するのを防止するための電池等のメ
モリバックアップ機構とから構成されるメモリ装置を用
いることも可能である。
と、当該制御装置１１に接続されたディスクアレイ１２
と、当該制御装置１１に接続された不揮発性メモリ１３
とから構成される。ディスクアレイ１２は、複数のディ
スク装置、例えば、図では３台のディスク装置２１，２
２，２３から構成される。なお、不揮発性メモリ１３に
代えて、揮発性メモリと、電源オフ時に当該揮発性メモ
リの記憶内容が消失するのを防止するための電池等のメ
モリバックアップ機構とから構成されるメモリ装置を用
いることも可能である。
【００２２】ホストコンピュータ２は、当該ホストコン
ピュータ２の中枢をなすＣＰＵ２１と、ＯＳ（オペレー
ティングシステム）及び各種アプリケーションプログラ
ム等が格納される主記憶装置２２とから構成される。こ
のホストコンピュータ２からは、ディスクアレイ装置１
は１つの論理的なディスク装置としてみえる。
ピュータ２の中枢をなすＣＰＵ２１と、ＯＳ（オペレー
ティングシステム）及び各種アプリケーションプログラ
ム等が格納される主記憶装置２２とから構成される。こ
のホストコンピュータ２からは、ディスクアレイ装置１
は１つの論理的なディスク装置としてみえる。
【００２３】図２は、図１中のホストコンピュータ２に
おけるディスクアレイ装置１に関係するソフトウエア構
成を示すブロック図である。ディスクアレイ装置１を利
用するアプリケーションプログラム２０１-1〜２０１-
n、並びにディスクアレイ装置１のデータのバックアッ
プ、及びバックアップデータのディスクアレイ装置１へ
のリストアを司るバックアップ＆リストアプログラム２
０２からの要求は、ファイルシステム２０３及びディス
クアレイ装置１用のディバイスドライバ２０４を経由し
てディスクアレイ装置１に通知され、当該ディスクアレ
イ装置１がアクセスされる。
おけるディスクアレイ装置１に関係するソフトウエア構
成を示すブロック図である。ディスクアレイ装置１を利
用するアプリケーションプログラム２０１-1〜２０１-
n、並びにディスクアレイ装置１のデータのバックアッ
プ、及びバックアップデータのディスクアレイ装置１へ
のリストアを司るバックアップ＆リストアプログラム２
０２からの要求は、ファイルシステム２０３及びディス
クアレイ装置１用のディバイスドライバ２０４を経由し
てディスクアレイ装置１に通知され、当該ディスクアレ
イ装置１がアクセスされる。
【００２４】なお、本実施形態では、図１及び図２に示
す構成を中心として説明するが、当該技術分野に属する
熟練者にとって、それらの詳しい細部の説明がなくて
も、図１または図２に示す構成から派生する他のコンピ
ュータシステムの構成であっても、本発明を実施できる
ことは明らかである。
す構成を中心として説明するが、当該技術分野に属する
熟練者にとって、それらの詳しい細部の説明がなくて
も、図１または図２に示す構成から派生する他のコンピ
ュータシステムの構成であっても、本発明を実施できる
ことは明らかである。
【００２５】ここで、図１の構成の詳細な説明の前に、
本実施形態の説明で用いる用語について説明する。 ａ）論理ブロック 論理ブロックとは、ホストコンピュータ２からみたデー
タブロック、更に詳細に述べるならば、ホストコンピュ
ータ２からみたディスクアレイ１２における論理的なデ
ィスク領域上のデータブロックを示す。 ｂ）物理ブロック 物理ブロックとは、ディスクアレイ１２上の物理的なブ
ロック、更に詳細に述べるならば、ディスクアレイ１２
における物理的なディスク領域上のデータブロックを示
す。データブロック（論理ブロック、物理ブロック）の
サイズは予め定められており、一定である。
本実施形態の説明で用いる用語について説明する。 ａ）論理ブロック 論理ブロックとは、ホストコンピュータ２からみたデー
タブロック、更に詳細に述べるならば、ホストコンピュ
ータ２からみたディスクアレイ１２における論理的なデ
ィスク領域上のデータブロックを示す。 ｂ）物理ブロック 物理ブロックとは、ディスクアレイ１２上の物理的なブ
ロック、更に詳細に述べるならば、ディスクアレイ１２
における物理的なディスク領域上のデータブロックを示
す。データブロック（論理ブロック、物理ブロック）の
サイズは予め定められており、一定である。
【００２６】ｃ）論理アドレス
論理アドレスとは、ホストコンピュータ２からみたディ
スクアレイ（ディスク装置）１２上のデータアドレスを
示す。ここでは、論理アドレスは、ディスクアレイ１２
における論理的なディスク領域上のデータブロックの位
置、つまり論理ブロックの位置を示す論理ブロックアド
レスとして用いられる。
スクアレイ（ディスク装置）１２上のデータアドレスを
示す。ここでは、論理アドレスは、ディスクアレイ１２
における論理的なディスク領域上のデータブロックの位
置、つまり論理ブロックの位置を示す論理ブロックアド
レスとして用いられる。
【００２７】ｄ）物理アドレス
物理アドレスとは、ディスクアレイ１２上のデータ（デ
ータブロック）の物理的位置を示すために使用する。こ
こでは、物理アドレスは、ディスクアレイ１２（を構成
するディスク装置）上のデータブロックの物理的位置、
つまり物理ブロックの位置を示す物理ブロックアドレス
であり、後述する物理ストライプ番号と物理ブロック番
号とから構成される。
ータブロック）の物理的位置を示すために使用する。こ
こでは、物理アドレスは、ディスクアレイ１２（を構成
するディスク装置）上のデータブロックの物理的位置、
つまり物理ブロックの位置を示す物理ブロックアドレス
であり、後述する物理ストライプ番号と物理ブロック番
号とから構成される。
【００２８】ｅ）論理アドレスタグ
論理アドレスタグとは、各論理ブロックに対する論理ア
ドレスとタイムスタンプからなる情報群を示す。 ｆ）パリティブロック パリティブロックとは、複数の論理ブロックに対応する
冗長データを格納するためのデータブロックを意味す
る。 ｇ）論理アドレスタグブロック 論理アドレスタグブロックとは、論理アドレスタグから
ならデータブロックを意味する。
ドレスとタイムスタンプからなる情報群を示す。 ｆ）パリティブロック パリティブロックとは、複数の論理ブロックに対応する
冗長データを格納するためのデータブロックを意味す
る。 ｇ）論理アドレスタグブロック 論理アドレスタグブロックとは、論理アドレスタグから
ならデータブロックを意味する。
【００２９】ｈ）論理ブロック番号
論理ブロック番号とは、ホストコンピュータ２からみた
ディスクアレイ１２上のデータブロックの番号を示す。 ｉ）物理ブロック番号 物理ブロック番号とは、ディスクアレイ１２上の後述す
る物理ストライプ内のデータブロックの相対位置を示す
番号であり、ディスクアレイ１２を構成するディスク装
置に固有の番号である。
ディスクアレイ１２上のデータブロックの番号を示す。 ｉ）物理ブロック番号 物理ブロック番号とは、ディスクアレイ１２上の後述す
る物理ストライプ内のデータブロックの相対位置を示す
番号であり、ディスクアレイ１２を構成するディスク装
置に固有の番号である。
【００３０】ディスクアレイ装置１内の不揮発性メモリ
１３には、書き込みバッファ１３１、及びアドレス変換
テーブル１３２が配置される。書き込みバッファ１３１
は、ディスクアレイ１２に書き込むデータをログ構造化
して保持するのに用いられる。アドレス変換テーブル１
３２は、ホストコンピュータ２からみたディスクアレイ
（ディスク装置）１２上のデータアドレス（データブロ
ックアドレス）、つまり論理アドレス（論理ブロックア
ドレス）を、ディスクアレイ１２における物理的なデー
タ（データブロック）の位置を示すアドレス、つまり物
理アドレス（物理ブロックアドレス）に変換するのに用
いられる変換マップである。
１３には、書き込みバッファ１３１、及びアドレス変換
テーブル１３２が配置される。書き込みバッファ１３１
は、ディスクアレイ１２に書き込むデータをログ構造化
して保持するのに用いられる。アドレス変換テーブル１
３２は、ホストコンピュータ２からみたディスクアレイ
（ディスク装置）１２上のデータアドレス（データブロ
ックアドレス）、つまり論理アドレス（論理ブロックア
ドレス）を、ディスクアレイ１２における物理的なデー
タ（データブロック）の位置を示すアドレス、つまり物
理アドレス（物理ブロックアドレス）に変換するのに用
いられる変換マップである。
【００３１】制御装置１１は、ディスクアレイ１２を制
御するコントローラ（ディスクアレイコントローラ）で
ある。制御装置１１は、ＲＯＭ等の記憶装置（図示せ
ず）に予め格納されている制御プログラムに従ってディ
スクアレイ１２へのアクセス等を制御すると共に、不揮
発性メモリ１３上の書き込みバッファ１３１及びアドレ
ス変換テーブル１３２を管理する。制御装置１１はホス
トコンピュータ２と接続されている。ホストコンピュー
タ２と制御装置１１とのインターフェースには、例えば
ＳＣＳＩ（Small Computer System Interface）、或い
はＰＣＩバス（Peripheral Component Interconnect Bu
s）等が適用可能である。
御するコントローラ（ディスクアレイコントローラ）で
ある。制御装置１１は、ＲＯＭ等の記憶装置（図示せ
ず）に予め格納されている制御プログラムに従ってディ
スクアレイ１２へのアクセス等を制御すると共に、不揮
発性メモリ１３上の書き込みバッファ１３１及びアドレ
ス変換テーブル１３２を管理する。制御装置１１はホス
トコンピュータ２と接続されている。ホストコンピュー
タ２と制御装置１１とのインターフェースには、例えば
ＳＣＳＩ（Small Computer System Interface）、或い
はＰＣＩバス（Peripheral Component Interconnect Bu
s）等が適用可能である。
【００３２】ディスクアレイ１２を構成するディスク装
置１２１〜１２３は、それぞれデータブロックのサイズ
（ブロックサイズ）の整数倍（ここでは、Ｋ倍とする、
但しＫは１以上の整数）である予め決められた単位、つ
まりＫブロック単位（以下、ストライプユニットと称す
る）で書き込みを行う。このとき、ディスク装置１２１
〜１２３の物理的に同じ位置のストライプユニットは、
１つの物理ストライプを構成するストライプユニットと
して、同じタイミングで書き込みが行われる。明らかな
ように、ディスクアレイ１２を構成するディスク装置が
３台である本実施形態では、１ストライプは３ストライ
プユニットから構成される。もし、ディスクアレイ１２
を構成するディスク装置がＮ台（Ｎは３以上の整数であ
り、図１の例ではＮ＝３）、１ストライプユニットのサ
イズがブロックサイズのＫ倍であるものとすると、１ス
トライプはＮ×Ｋ個のデータブロックから構成される。
また、１ストライプに含まれる論理ブロック（つまり１
ストライプ分の論理ブロック）の数は、ディスクアレイ
１２を、パリティデータの生成が不要なＲＡＩＤ０，Ｒ
ＡＩＤ１，ＲＡＩＤ１０などのＲＡＩＤレベルで用いる
場合には、Ｎ×Ｋとなり、パリティデータの生成が必要
なＲＡＩＤ４，ＲＡＩＤ５，ＲＡＩＤ５０などのＲＡＩ
Ｄレベルで用いる場合には、（Ｎ−１）×Ｋとなる。な
お、ストライプユニットのサイズ（ブロック数）は、デ
ィスク装置に対するアクセス効率を考慮すると、当該デ
ィスク装置の１トラック長に近いサイズがよい。
置１２１〜１２３は、それぞれデータブロックのサイズ
（ブロックサイズ）の整数倍（ここでは、Ｋ倍とする、
但しＫは１以上の整数）である予め決められた単位、つ
まりＫブロック単位（以下、ストライプユニットと称す
る）で書き込みを行う。このとき、ディスク装置１２１
〜１２３の物理的に同じ位置のストライプユニットは、
１つの物理ストライプを構成するストライプユニットと
して、同じタイミングで書き込みが行われる。明らかな
ように、ディスクアレイ１２を構成するディスク装置が
３台である本実施形態では、１ストライプは３ストライ
プユニットから構成される。もし、ディスクアレイ１２
を構成するディスク装置がＮ台（Ｎは３以上の整数であ
り、図１の例ではＮ＝３）、１ストライプユニットのサ
イズがブロックサイズのＫ倍であるものとすると、１ス
トライプはＮ×Ｋ個のデータブロックから構成される。
また、１ストライプに含まれる論理ブロック（つまり１
ストライプ分の論理ブロック）の数は、ディスクアレイ
１２を、パリティデータの生成が不要なＲＡＩＤ０，Ｒ
ＡＩＤ１，ＲＡＩＤ１０などのＲＡＩＤレベルで用いる
場合には、Ｎ×Ｋとなり、パリティデータの生成が必要
なＲＡＩＤ４，ＲＡＩＤ５，ＲＡＩＤ５０などのＲＡＩ
Ｄレベルで用いる場合には、（Ｎ−１）×Ｋとなる。な
お、ストライプユニットのサイズ（ブロック数）は、デ
ィスク装置に対するアクセス効率を考慮すると、当該デ
ィスク装置の１トラック長に近いサイズがよい。
【００３３】本実施形態では、説明を簡略化するため
に、ディスクアレイ１２がＲＡＩＤ４の冗長化ディスク
構成を適用しており、ディスク装置１２１〜１２３のう
ちの特定の１台、例えばディスク装置１２３がパリティ
データを格納するパリティ用ディスク装置として割り当
てられているものとする。
に、ディスクアレイ１２がＲＡＩＤ４の冗長化ディスク
構成を適用しており、ディスク装置１２１〜１２３のう
ちの特定の１台、例えばディスク装置１２３がパリティ
データを格納するパリティ用ディスク装置として割り当
てられているものとする。
【００３４】制御装置１１は、前記米国特許第６，２１
９，７５２、及び米国特許第６，２３３，６４８に記載
されているのと同様の高速書き込み方法を適用してい
る。即ち制御装置１１は、ホストコンピュータからの更
新（書き込み）要求に対してディスクアレイ１２内の対
応する旧データの領域の内容を書き換えるのではなく、
更新データを書き込みバッファ１３１の空き領域にブロ
ック単位に分割して詰めて書き込んで蓄積しておく。こ
の書き込みバッファ１３１は、１ストライプ−１ストラ
イプユニット分、即ち（Ｎ−１）×Ｋデータブロック分
の記憶容量を有している。
９，７５２、及び米国特許第６，２３３，６４８に記載
されているのと同様の高速書き込み方法を適用してい
る。即ち制御装置１１は、ホストコンピュータからの更
新（書き込み）要求に対してディスクアレイ１２内の対
応する旧データの領域の内容を書き換えるのではなく、
更新データを書き込みバッファ１３１の空き領域にブロ
ック単位に分割して詰めて書き込んで蓄積しておく。こ
の書き込みバッファ１３１は、１ストライプ−１ストラ
イプユニット分、即ち（Ｎ−１）×Ｋデータブロック分
の記憶容量を有している。
【００３５】制御装置１１は、１ストライプ分に１スト
ライプユニット＋１データブロック少ない数まで、書き
込みバッファ１３１にデータブロック（論理ブロック）
が蓄積された時点で、論理アドレスタグとタイムスタン
プから構成される論理アドレスタグブロックを生成して
当該書き込みバッファ１３１上に格納する。制御装置１
１は、生成した論理アドレスタグブロックが加えられ
た、書き込みバッファ１３１上の１ストライプ−１スト
ライプユニット分のデータ（（Ｎ−１）×Ｋ個のデータ
ブロック）から、１ストライプユニット分のパリティデ
ータ（Ｋ個のパリティブロック）を生成する。そして制
御装置１１は、１ストライプユニット分のパリティデー
タが１ストライプ−１ストライプユニット分のデータに
加えられた（Ｎ×Ｋ個のブロックからなる）１ストライ
プ分のデータを、ディスクアレイ１２のＲＡＩＤレベル
を構成するディスク装置の台数Ｎに応じたストライピン
グルールに従って、その台数のディスク装置（Ｎ＝３の
図１の例では、３台のディスク装置１２１〜１２３）上
の更新されるべきデータを保持している領域とは別の空
き領域の物理的に連続する位置に、一括して書き込む動
作を開始する。
ライプユニット＋１データブロック少ない数まで、書き
込みバッファ１３１にデータブロック（論理ブロック）
が蓄積された時点で、論理アドレスタグとタイムスタン
プから構成される論理アドレスタグブロックを生成して
当該書き込みバッファ１３１上に格納する。制御装置１
１は、生成した論理アドレスタグブロックが加えられ
た、書き込みバッファ１３１上の１ストライプ−１スト
ライプユニット分のデータ（（Ｎ−１）×Ｋ個のデータ
ブロック）から、１ストライプユニット分のパリティデ
ータ（Ｋ個のパリティブロック）を生成する。そして制
御装置１１は、１ストライプユニット分のパリティデー
タが１ストライプ−１ストライプユニット分のデータに
加えられた（Ｎ×Ｋ個のブロックからなる）１ストライ
プ分のデータを、ディスクアレイ１２のＲＡＩＤレベル
を構成するディスク装置の台数Ｎに応じたストライピン
グルールに従って、その台数のディスク装置（Ｎ＝３の
図１の例では、３台のディスク装置１２１〜１２３）上
の更新されるべきデータを保持している領域とは別の空
き領域の物理的に連続する位置に、一括して書き込む動
作を開始する。
【００３６】この制御装置１１により用意された１スト
ライプ分のデータの例（Ｋ＝３の場合）と、当該１スト
ライプ分のデータがディスクアレイ１２内のディスク装
置１２１〜１２３に書き込まれる様子を図３に示す。図
３の例では、論理アドレスＬ３，Ｌ７，Ｌ１１の論理ブ
ロック（Ｌ３Ｄａｔａ，Ｌ７Ｄａｔａ，Ｌ１１Ｄａｔ
ａ）からなるストライプユニットと、論理アドレスＬ１
００，Ｌ１の論理ブロック（Ｌ１００Ｄａｔａ，Ｌ１Ｄ
ａｔａ）、及び論理アドレスタグブロック（ＬＡ−ＴＡ
Ｇ）からなるストライプユニットと、論理アドレスＬ
３，Ｌ１００の論理ブロックに対するパリティブロック
Ｐ０、論理アドレスＬ７，Ｌ１の論理ブロックに対する
パリティブロックＰ１、及び論理アドレスＬ１１の論理
ブロックと論理アドレスタグブロックＬＡ−ＴＡＧに対
するパリティブロックＰ２からなるストライプユニット
とが、それぞれディスク装置１２１，１２２，１２３の
空き領域に、データＤ１，Ｄ２，Ｐとして一括して書き
込まれる様子が示されている。
ライプ分のデータの例（Ｋ＝３の場合）と、当該１スト
ライプ分のデータがディスクアレイ１２内のディスク装
置１２１〜１２３に書き込まれる様子を図３に示す。図
３の例では、論理アドレスＬ３，Ｌ７，Ｌ１１の論理ブ
ロック（Ｌ３Ｄａｔａ，Ｌ７Ｄａｔａ，Ｌ１１Ｄａｔ
ａ）からなるストライプユニットと、論理アドレスＬ１
００，Ｌ１の論理ブロック（Ｌ１００Ｄａｔａ，Ｌ１Ｄ
ａｔａ）、及び論理アドレスタグブロック（ＬＡ−ＴＡ
Ｇ）からなるストライプユニットと、論理アドレスＬ
３，Ｌ１００の論理ブロックに対するパリティブロック
Ｐ０、論理アドレスＬ７，Ｌ１の論理ブロックに対する
パリティブロックＰ１、及び論理アドレスＬ１１の論理
ブロックと論理アドレスタグブロックＬＡ−ＴＡＧに対
するパリティブロックＰ２からなるストライプユニット
とが、それぞれディスク装置１２１，１２２，１２３の
空き領域に、データＤ１，Ｄ２，Ｐとして一括して書き
込まれる様子が示されている。
【００３７】この例では、パリティブロックＰ０は論理
アドレスＬ３，Ｌ１００の論理ブロックの間の排他的論
理和（ＸＯＲ）演算により生成され、パリティブロック
Ｐ１は論理アドレスＬ７，Ｌ１の論理ブロックの間の排
他的論理和演算により生成される。また、パリティブロ
ックＰ２は論理アドレスＬ１の論理ブロックと論理アド
レスタグブロックＬＡ−ＴＡＧとの間の排他的論理和演
算により生成される。
アドレスＬ３，Ｌ１００の論理ブロックの間の排他的論
理和（ＸＯＲ）演算により生成され、パリティブロック
Ｐ１は論理アドレスＬ７，Ｌ１の論理ブロックの間の排
他的論理和演算により生成される。また、パリティブロ
ックＰ２は論理アドレスＬ１の論理ブロックと論理アド
レスタグブロックＬＡ−ＴＡＧとの間の排他的論理和演
算により生成される。
【００３８】図４は、アドレス変換テーブル１３２のデ
ータ構造例を示す。図４の例では、アドレス変換テーブ
ル１３２の各エントリは、それぞれ固有の論理アドレス
に対応している。ここでは、アドレス変換テーブル１３
２を参照する場合の効率を考慮して、当該テーブル１３
２のｉ番目のエントリを、論理アドレスｉ（論理ブロッ
クｉの論理アドレス）に対応させている。アドレス変換
テーブル１３２のエントリ数は、ホストコンピュータ２
からみえる全論理アドレスの数に一致する。アドレス変
換テーブル１３２の各エントリの情報（アドレス変換情
報）は、「論理アドレス（論理ブロックアドレス）」
と、当該論理アドレスで示される論理ブロックが割り当
てられるディスクアレイ１２における物理的なディスク
領域上の物理ブロックを含む物理ストライプを示す「物
理ストライプ番号」と、その物理ストライプ内の当該物
理ブロックの相対位置を示す「物理ブロック番号」と、
当該論理アドレスのデータブロックがディスクアレイ１
２に書き込まれた時間的順序を管理するための「タイム
スタンプ」とから構成される。
ータ構造例を示す。図４の例では、アドレス変換テーブ
ル１３２の各エントリは、それぞれ固有の論理アドレス
に対応している。ここでは、アドレス変換テーブル１３
２を参照する場合の効率を考慮して、当該テーブル１３
２のｉ番目のエントリを、論理アドレスｉ（論理ブロッ
クｉの論理アドレス）に対応させている。アドレス変換
テーブル１３２のエントリ数は、ホストコンピュータ２
からみえる全論理アドレスの数に一致する。アドレス変
換テーブル１３２の各エントリの情報（アドレス変換情
報）は、「論理アドレス（論理ブロックアドレス）」
と、当該論理アドレスで示される論理ブロックが割り当
てられるディスクアレイ１２における物理的なディスク
領域上の物理ブロックを含む物理ストライプを示す「物
理ストライプ番号」と、その物理ストライプ内の当該物
理ブロックの相対位置を示す「物理ブロック番号」と、
当該論理アドレスのデータブロックがディスクアレイ１
２に書き込まれた時間的順序を管理するための「タイム
スタンプ」とから構成される。
【００３９】アドレス変換テーブル１３２が不揮発性メ
モリ１３上に配置（生成）された初期状態では、当該ア
ドレス変換テーブル１３２の各エントリの論理アドレス
の項目にだけ有効なデータ（論理アドレス）が設定さ
れ、他の項目にはＮＵＬＬが設定されている。この論理
アドレス以外の各項目にＮＵＬＬが設定されている論理
アドレス（図４の例では論理アドレスＬｉ）は、ホスト
コンピュータ２から使用されていない無効な論理ブロッ
クの論理アドレスを示す。また、論理アドレス以外の各
項目にＮＵＬＬ以外のデータが設定されている論理アド
レス（図４の例では論理アドレスＬ０，Ｌ１，Ｌ２）
は、ホストコンピュータ２から使用されている有効な論
理ブロックの論理アドレスを示す。なお以下では、説明
の簡略化のために、単に無効な論理アドレス、有効な論
理アドレス、或いは論理アドレスが有効、論理アドレス
が無効であると表現することもある。
モリ１３上に配置（生成）された初期状態では、当該ア
ドレス変換テーブル１３２の各エントリの論理アドレス
の項目にだけ有効なデータ（論理アドレス）が設定さ
れ、他の項目にはＮＵＬＬが設定されている。この論理
アドレス以外の各項目にＮＵＬＬが設定されている論理
アドレス（図４の例では論理アドレスＬｉ）は、ホスト
コンピュータ２から使用されていない無効な論理ブロッ
クの論理アドレスを示す。また、論理アドレス以外の各
項目にＮＵＬＬ以外のデータが設定されている論理アド
レス（図４の例では論理アドレスＬ０，Ｌ１，Ｌ２）
は、ホストコンピュータ２から使用されている有効な論
理ブロックの論理アドレスを示す。なお以下では、説明
の簡略化のために、単に無効な論理アドレス、有効な論
理アドレス、或いは論理アドレスが有効、論理アドレス
が無効であると表現することもある。
【００４０】制御装置１１は、１ストライプ分のデータ
を、ディスクアレイ１２を構成するディスク装置１２１
〜１２３上のデータ領域とは別の空き領域に書き込んだ
場合、当該ストライプ中の各論理ブロックについて、当
該論理ブロックに対する論理アドレスと、当該論理ブロ
ックが書き込まれたディスクアレイ１２上の物理的なデ
ータ位置、つまり物理ストライプ番号と物理ブロック番
号とで示される物理アドレスとの関係を、アドレス変換
テーブル１３２に設定する。具体的には、アドレス変換
テーブル１３２内の各論理アドレスに対応する物理ブロ
ック番号と物理ストライプ番号とが、それぞれ当該論理
ブロックが実際に書き込まれた物理ストライプ内の物理
ブロック位置を示す番号と当該物理ストライプの番号と
に更新される。これにより制御装置１１は、ホストコン
ピュータ２からの読み込み要求または書き込み要求を実
行する際に、当該要求で指定された論理アドレスＬｉで
対応するアドレス変換テーブル１３２内エントリを参照
することにより、論理アドレスＬｉを物理ストライプ番
号と物理ブロック番号とからなる物理アドレスに簡単に
変換することができる。
を、ディスクアレイ１２を構成するディスク装置１２１
〜１２３上のデータ領域とは別の空き領域に書き込んだ
場合、当該ストライプ中の各論理ブロックについて、当
該論理ブロックに対する論理アドレスと、当該論理ブロ
ックが書き込まれたディスクアレイ１２上の物理的なデ
ータ位置、つまり物理ストライプ番号と物理ブロック番
号とで示される物理アドレスとの関係を、アドレス変換
テーブル１３２に設定する。具体的には、アドレス変換
テーブル１３２内の各論理アドレスに対応する物理ブロ
ック番号と物理ストライプ番号とが、それぞれ当該論理
ブロックが実際に書き込まれた物理ストライプ内の物理
ブロック位置を示す番号と当該物理ストライプの番号と
に更新される。これにより制御装置１１は、ホストコン
ピュータ２からの読み込み要求または書き込み要求を実
行する際に、当該要求で指定された論理アドレスＬｉで
対応するアドレス変換テーブル１３２内エントリを参照
することにより、論理アドレスＬｉを物理ストライプ番
号と物理ブロック番号とからなる物理アドレスに簡単に
変換することができる。
【００４１】再び、図１を参照すると、主記憶装置２２
には、アドレス変換テーブル１３２のコピー（コピーア
ドレス変換テーブル２２１）２２１と、入出力バッファ
２２２と、制御テーブル２２３とが配置される。コピー
アドレス変換テーブル２２１は、バックアップ＆リスト
アプログラム２０２からのバックアップ開始要求を制御
装置１１が受け付けた結果、その際に書き込みバッファ
１３１に蓄積されているデータが全てディスクアレイ１
２に書き込まれた場合に、主記憶装置２２上に生成され
る、その書き込み直後のアドレス変換テーブル１３２の
コピーである。入出力バッファ２２２は、ディスクアレ
イ１２のデータを大容量記憶装置３へ転送（バックアッ
プ）する際と、大容量記憶装置３にバックアップされて
いたデータをディスクアレイ１２へ転送（リストア）す
る際とに用いられる。制御テーブル２２３は、ディスク
アレイ１２から大容量記憶装置３にバックアップされた
データを管理するのに用いられる。
には、アドレス変換テーブル１３２のコピー（コピーア
ドレス変換テーブル２２１）２２１と、入出力バッファ
２２２と、制御テーブル２２３とが配置される。コピー
アドレス変換テーブル２２１は、バックアップ＆リスト
アプログラム２０２からのバックアップ開始要求を制御
装置１１が受け付けた結果、その際に書き込みバッファ
１３１に蓄積されているデータが全てディスクアレイ１
２に書き込まれた場合に、主記憶装置２２上に生成され
る、その書き込み直後のアドレス変換テーブル１３２の
コピーである。入出力バッファ２２２は、ディスクアレ
イ１２のデータを大容量記憶装置３へ転送（バックアッ
プ）する際と、大容量記憶装置３にバックアップされて
いたデータをディスクアレイ１２へ転送（リストア）す
る際とに用いられる。制御テーブル２２３は、ディスク
アレイ１２から大容量記憶装置３にバックアップされた
データを管理するのに用いられる。
【００４２】制御テーブル２２３の各エントリの情報
は、図５に示すように、大容量記憶装置３にバックアッ
プされたディスクアレイ１２上の論理ブロックの「論理
アドレス」と、当該論理ブロックの大容量記憶装置３上
のバックアップ先を示す「物理アドレス（物理ブロック
アドレス）」とから構成される。制御テーブル２２３の
エントリ数はコピーアドレス変換テーブル２２１のエン
トリ数に一致する。図５には、制御テーブル２２３の情
報（制御テーブル情報）も、大容量記憶装置３にバック
アップされることが示されている。
は、図５に示すように、大容量記憶装置３にバックアッ
プされたディスクアレイ１２上の論理ブロックの「論理
アドレス」と、当該論理ブロックの大容量記憶装置３上
のバックアップ先を示す「物理アドレス（物理ブロック
アドレス）」とから構成される。制御テーブル２２３の
エントリ数はコピーアドレス変換テーブル２２１のエン
トリ数に一致する。図５には、制御テーブル２２３の情
報（制御テーブル情報）も、大容量記憶装置３にバック
アップされることが示されている。
【００４３】制御テーブル２２３は、アドレス変換テー
ブルのコピー２２１のエントリ数で決まる当該制御テー
ブル２２３のサイズ分のオフセットを大容量記憶装置３
上での基点とし、バックアップするディスクアレイ１２
の有効なストライプを入出力バッファ２２２に読み込む
毎に、大容量記憶装置３上のバックアップ先を示す物理
アドレス（物理ブロックアドレス）を順次割り当てるこ
とで構成される。バックアップが完了した時点では、大
容量記憶装置３の先頭領域（図５では物理ブロック０〜
７０までの領域）に制御テーブル２２３の情報（制御テ
ーブル情報）が保存され、後続する領域（図５では物理
ブロック７１以降の領域）にディスクアレイ１２上の有
効なストライプのデータが保存される。
ブルのコピー２２１のエントリ数で決まる当該制御テー
ブル２２３のサイズ分のオフセットを大容量記憶装置３
上での基点とし、バックアップするディスクアレイ１２
の有効なストライプを入出力バッファ２２２に読み込む
毎に、大容量記憶装置３上のバックアップ先を示す物理
アドレス（物理ブロックアドレス）を順次割り当てるこ
とで構成される。バックアップが完了した時点では、大
容量記憶装置３の先頭領域（図５では物理ブロック０〜
７０までの領域）に制御テーブル２２３の情報（制御テ
ーブル情報）が保存され、後続する領域（図５では物理
ブロック７１以降の領域）にディスクアレイ１２上の有
効なストライプのデータが保存される。
【００４４】なお、本実施例では、説明を簡略化するた
めに、ディスクアレイ１２のブロックサイズと大容量記
憶装置３のブロックサイズが等しいことを前提としてい
る。しかし、ブロックサイズが異なる場合にも容易に適
用可能である。また、大容量記憶装置３に正しくデータ
が記録されたか否かを確認する手段として、記録した全
情報のチェックサム情報を記録することも容易に適用可
能である。
めに、ディスクアレイ１２のブロックサイズと大容量記
憶装置３のブロックサイズが等しいことを前提としてい
る。しかし、ブロックサイズが異なる場合にも容易に適
用可能である。また、大容量記憶装置３に正しくデータ
が記録されたか否かを確認する手段として、記録した全
情報のチェックサム情報を記録することも容易に適用可
能である。
【００４５】さて、先に述べた高速書き込み手法を適用
した場合、ディスクアレイ１２をアクセスする頻度が増
大すると、空き領域がなくなってしまう。そのため、デ
ータ更新後の物理ストライプ上の有効なデータのみを効
果的に再配置すると共に、無効になった領域同士を集め
て連続した空き領域（物理ストライプ）を確保する処理
が必要となる。この処理をセグメントクリーニングと呼
ぶ。セグメントクリーニング処理に関する詳細は、前記
文献に記載されている。
した場合、ディスクアレイ１２をアクセスする頻度が増
大すると、空き領域がなくなってしまう。そのため、デ
ータ更新後の物理ストライプ上の有効なデータのみを効
果的に再配置すると共に、無効になった領域同士を集め
て連続した空き領域（物理ストライプ）を確保する処理
が必要となる。この処理をセグメントクリーニングと呼
ぶ。セグメントクリーニング処理に関する詳細は、前記
文献に記載されている。
【００４６】図６は、セグメントクリーニングの一例を
示す。ここでは、ストライプｉ中の無効なデータブロッ
クが格納されているディスク装置１２２上のブロック位
置に、ストライプｊ中のディスク装置１２２上の有効な
データブロックを再配置することで、当該ストライプｊ
が空き領域として確保されている。この場合、ストライ
プｉ中の新たなパリティブロックＰｉ′が求められ、元
のパリティブロックＰｉが当該新たなパリティブロック
Ｐｉ′に更新される。
示す。ここでは、ストライプｉ中の無効なデータブロッ
クが格納されているディスク装置１２２上のブロック位
置に、ストライプｊ中のディスク装置１２２上の有効な
データブロックを再配置することで、当該ストライプｊ
が空き領域として確保されている。この場合、ストライ
プｉ中の新たなパリティブロックＰｉ′が求められ、元
のパリティブロックＰｉが当該新たなパリティブロック
Ｐｉ′に更新される。
【００４７】次に、本実施形態におけるディスクアレイ
装置のバックアップ処理について、図７乃至図９のフロ
ーチャートを参照して説明する。まず、ホストコンピュ
ータ２内のＣＰＵ２１によりバックアップ＆リストアプ
ログラム２０２が実行されることにより、当該プログラ
ム２０２からバックアップ開始要求が発行される。この
バックアップ＆リストアプログラム２０２からのバック
アップ開始要求は、ディスクアレイ装置１を制御するデ
ィバイスドライバ２０４へのＩ／Ｏコントロール要求と
して容易に実装可能である。ディバイスドライバ２０４
はバックアップ＆リストアプログラム２０２からのバッ
クアップ開始要求を受け取ると、対応するバックアップ
開始要求をディスクアレイ装置１に送信する。このディ
バイスドライバ２０４からディスクアレイ装置１へのバ
ックアップ開始要求の通知は、ＳＣＳＩ規格に準拠した
コマンド、例えばMode Selectとして、容易に実装可能
である。
装置のバックアップ処理について、図７乃至図９のフロ
ーチャートを参照して説明する。まず、ホストコンピュ
ータ２内のＣＰＵ２１によりバックアップ＆リストアプ
ログラム２０２が実行されることにより、当該プログラ
ム２０２からバックアップ開始要求が発行される。この
バックアップ＆リストアプログラム２０２からのバック
アップ開始要求は、ディスクアレイ装置１を制御するデ
ィバイスドライバ２０４へのＩ／Ｏコントロール要求と
して容易に実装可能である。ディバイスドライバ２０４
はバックアップ＆リストアプログラム２０２からのバッ
クアップ開始要求を受け取ると、対応するバックアップ
開始要求をディスクアレイ装置１に送信する。このディ
バイスドライバ２０４からディスクアレイ装置１へのバ
ックアップ開始要求の通知は、ＳＣＳＩ規格に準拠した
コマンド、例えばMode Selectとして、容易に実装可能
である。
【００４８】ディスクアレイ装置１内の制御装置１１
は、ディバイスドライバ２０４からのバックアップ開始
要求を受け取る（ステップＳ１）。制御装置１１は、受
け取ったバックアップ要求に応じて、不揮発性メモリ１
３上の所定領域にセグメントクリーニング禁止状態を示
す情報を設定すると共に、その時点において不揮発性メ
モリ１３上の書き込みバッファ１３１に蓄積されている
データを全てディスクアレイ１２に書き込み、更に当該
書き込みに応じて不揮発性メモリ１３上のアドレス変換
テーブル１３２を更新した後、その際のアドレス変換テ
ーブル１３２のコピー２２１をホストコンピュータ２内
の主記憶装置２２上に生成する（ステップＳ２）。 次
に制御装置１１は、バックアップするディスクアレイ１
２上のデータを示す論理アドレスｉを初期値０に設定す
る（ステップＳ３）。次に制御装置１１は、アドレス変
換テーブルのコピー２２１のサイズから制御テーブル２
２３の情報のサイズ、即ち大容量記憶装置３の先頭領域
に記録される制御テーブル情報のサイズを計算し、その
サイズから、バックアップデータが記録される大容量記
憶装置３内の領域（データ領域）の開始位置の物理アド
レスｎを決定して、その開始位置の物理アドレスｎをバ
ックアップ先を示す物理アドレスｊの初期値として設定
する（ステップＳ４）。
は、ディバイスドライバ２０４からのバックアップ開始
要求を受け取る（ステップＳ１）。制御装置１１は、受
け取ったバックアップ要求に応じて、不揮発性メモリ１
３上の所定領域にセグメントクリーニング禁止状態を示
す情報を設定すると共に、その時点において不揮発性メ
モリ１３上の書き込みバッファ１３１に蓄積されている
データを全てディスクアレイ１２に書き込み、更に当該
書き込みに応じて不揮発性メモリ１３上のアドレス変換
テーブル１３２を更新した後、その際のアドレス変換テ
ーブル１３２のコピー２２１をホストコンピュータ２内
の主記憶装置２２上に生成する（ステップＳ２）。 次
に制御装置１１は、バックアップするディスクアレイ１
２上のデータを示す論理アドレスｉを初期値０に設定す
る（ステップＳ３）。次に制御装置１１は、アドレス変
換テーブルのコピー２２１のサイズから制御テーブル２
２３の情報のサイズ、即ち大容量記憶装置３の先頭領域
に記録される制御テーブル情報のサイズを計算し、その
サイズから、バックアップデータが記録される大容量記
憶装置３内の領域（データ領域）の開始位置の物理アド
レスｎを決定して、その開始位置の物理アドレスｎをバ
ックアップ先を示す物理アドレスｊの初期値として設定
する（ステップＳ４）。
【００４９】次に制御装置１１は、論理アドレスｉに対
応するアドレス変換テーブルのコピー２２１内のエント
リを参照することにより、当該論理アドレスｉが有効か
否かを判定する（ステップＳ５）。
応するアドレス変換テーブルのコピー２２１内のエント
リを参照することにより、当該論理アドレスｉが有効か
否かを判定する（ステップＳ５）。
【００５０】もし、論理アドレスｉが有効な場合には
（ステップＳ５のＹＥＳ）、制御装置１１は当該論理ア
ドレスｉのデータがバックアップ未実施であるか否か
を、当該論理アドレスｉをキーにして主記憶装置２２上
の制御テーブル２２３を参照することで判定する（ステ
ップＳ６）。
（ステップＳ５のＹＥＳ）、制御装置１１は当該論理ア
ドレスｉのデータがバックアップ未実施であるか否か
を、当該論理アドレスｉをキーにして主記憶装置２２上
の制御テーブル２２３を参照することで判定する（ステ
ップＳ６）。
【００５１】もし、論理アドレスｉのデータがバックア
ップ未実施であった場合（ステップＳ６のＹＥＳ）、制
御装置１１はアドレス変換テーブルのコピー２２１を利
用して論理アドレスｉを物理ストライプ番号と物理ブロ
ック番号とからなる物理アドレスに変換し、その物理ア
ドレスで指定される物理ストライプのデータをディスク
アレイ１２から読み出して主記憶装置２２上の入出力バ
ッファ２２２に転送するＩ／Ｏ処理を実行する（ステッ
プＳ７）。このように、バックアップのためにディスク
アレイ１２から主記憶装置２２に物理ストライプのデー
タを読み込むリード処理は、アドレス変換テーブルのコ
ピー２２１を使用したＩ／Ｏ処理により実行される。
ップ未実施であった場合（ステップＳ６のＹＥＳ）、制
御装置１１はアドレス変換テーブルのコピー２２１を利
用して論理アドレスｉを物理ストライプ番号と物理ブロ
ック番号とからなる物理アドレスに変換し、その物理ア
ドレスで指定される物理ストライプのデータをディスク
アレイ１２から読み出して主記憶装置２２上の入出力バ
ッファ２２２に転送するＩ／Ｏ処理を実行する（ステッ
プＳ７）。このように、バックアップのためにディスク
アレイ１２から主記憶装置２２に物理ストライプのデー
タを読み込むリード処理は、アドレス変換テーブルのコ
ピー２２１を使用したＩ／Ｏ処理により実行される。
【００５２】制御装置１１は、主記憶装置２２への物理
ストライプのデータの読み込みが完了すると、その読み
込んだ物理ストライプに含まれている論理ブロックを示
す論理アドレスの中に、未処理の有効な論理アドレスが
存在するか否かを判定する（ステップＳ８）。この判定
のためには、読み込んだ物理ストライプの物理ストライ
プ番号をキーにしてアドレス変換テーブルのコピー２２
１から対応する有効な論理アドレスを例えばエントリ順
に検索すればよい。また、アドレス変換テーブルのコピ
ー２２１の各エントリに、そのエントリに対応する論理
アドレスの処理が実施済みであるか未実施であるかを示
すフラグを付加し、有効な論理アドレスを検索した際に
当該フラグを参照することで、上述の判定を行うことも
可能である。
ストライプのデータの読み込みが完了すると、その読み
込んだ物理ストライプに含まれている論理ブロックを示
す論理アドレスの中に、未処理の有効な論理アドレスが
存在するか否かを判定する（ステップＳ８）。この判定
のためには、読み込んだ物理ストライプの物理ストライ
プ番号をキーにしてアドレス変換テーブルのコピー２２
１から対応する有効な論理アドレスを例えばエントリ順
に検索すればよい。また、アドレス変換テーブルのコピ
ー２２１の各エントリに、そのエントリに対応する論理
アドレスの処理が実施済みであるか未実施であるかを示
すフラグを付加し、有効な論理アドレスを検索した際に
当該フラグを参照することで、上述の判定を行うことも
可能である。
【００５３】制御装置１１は未処理の有効な論理アドレ
スが存在する場合（ステップＳ８のＹＥＳ）、その論理
アドレスに対応する論理ブロックのデータを入出力バッ
ファ２２２から取り出して、物理アドレスｊで指定され
る大容量記憶装置３内のブロック位置に書き込む（ステ
ップＳ９）。そして制御装置１１は、大容量記憶装置３
への書き込みに成功したか否かを判定する（ステップＳ
１０）。
スが存在する場合（ステップＳ８のＹＥＳ）、その論理
アドレスに対応する論理ブロックのデータを入出力バッ
ファ２２２から取り出して、物理アドレスｊで指定され
る大容量記憶装置３内のブロック位置に書き込む（ステ
ップＳ９）。そして制御装置１１は、大容量記憶装置３
への書き込みに成功したか否かを判定する（ステップＳ
１０）。
【００５４】もし、大容量記憶装置３への書き込みに成
功した場合には、制御装置１１は、書き込み（バックア
ップ）に成功した論理ブロックの論理アドレスと、書き
込み先の物理アドレスｊとの対を、制御テーブル２２３
内の空きエントリに登録する（ステップＳ１１）。この
ステップＳ１１での登録先を示す空きエントリのエント
リ番号（初期値は０）は、ステップＳ１１が実行される
毎に１ずつインクリメントされる。
功した場合には、制御装置１１は、書き込み（バックア
ップ）に成功した論理ブロックの論理アドレスと、書き
込み先の物理アドレスｊとの対を、制御テーブル２２３
内の空きエントリに登録する（ステップＳ１１）。この
ステップＳ１１での登録先を示す空きエントリのエント
リ番号（初期値は０）は、ステップＳ１１が実行される
毎に１ずつインクリメントされる。
【００５５】次に制御装置１１は、ｊを１だけインクリ
メント加算する（ステップＳ１２）。また制御装置１１
は、ステップＳ７で読み込んだ物理ストライプに含まれ
ている全ての論理ブロックについて、対応する論理アド
レスの処理を実施済みであるか否かを判定する（ステッ
プＳ１３）。
メント加算する（ステップＳ１２）。また制御装置１１
は、ステップＳ７で読み込んだ物理ストライプに含まれ
ている全ての論理ブロックについて、対応する論理アド
レスの処理を実施済みであるか否かを判定する（ステッ
プＳ１３）。
【００５６】もし、ステップＳ７で読み込んだ物理スト
ライプに対応する全ての論理アドレスについて処理済み
であるならば（ステップＳ１３のＹＥＳ）、制御装置１
１は次に処理すべき論理アドレスを指定するためにｉを
１だけインクリメントする（ステップＳ１４）。制御装
置１１は、このインクリメント後の論理アドレスｉによ
りアドレス変換テーブルのコピー２２１を参照すること
で、全ての論理アドレスについて処理したか否かを判定
する（ステップＳ１５）。
ライプに対応する全ての論理アドレスについて処理済み
であるならば（ステップＳ１３のＹＥＳ）、制御装置１
１は次に処理すべき論理アドレスを指定するためにｉを
１だけインクリメントする（ステップＳ１４）。制御装
置１１は、このインクリメント後の論理アドレスｉによ
りアドレス変換テーブルのコピー２２１を参照すること
で、全ての論理アドレスについて処理したか否かを判定
する（ステップＳ１５）。
【００５７】もし、アドレス変換テーブルのコピー２２
１に登録されている全ての論理アドレスについて処理が
終了したならば（ステップＳ１５のＹＥＳ）、制御装置
１１はバックアップ終了通知を発行する（ステップＳ１
６）。このバックアップ終了通知は、ディバイスドライ
バ２０４へのハードウェア割り込みとして容易に実装可
能である。
１に登録されている全ての論理アドレスについて処理が
終了したならば（ステップＳ１５のＹＥＳ）、制御装置
１１はバックアップ終了通知を発行する（ステップＳ１
６）。このバックアップ終了通知は、ディバイスドライ
バ２０４へのハードウェア割り込みとして容易に実装可
能である。
【００５８】ディバイスドライバ２０４は、制御装置１
１からのバックアップ終了通知を受け取ると、対応する
バックアップ終了通知をバックアップ＆リストアプログ
ラム２０２に送信する。このディバイスドライバ２０４
からバックアップ＆リストアプログラム２０２への終了
通知は、先にディバイスドライバ２０４から受け取った
バックアップ開始のＩ／Ｏコントロール要求に対する完
了通知として容易に実装可能である。
１からのバックアップ終了通知を受け取ると、対応する
バックアップ終了通知をバックアップ＆リストアプログ
ラム２０２に送信する。このディバイスドライバ２０４
からバックアップ＆リストアプログラム２０２への終了
通知は、先にディバイスドライバ２０４から受け取った
バックアップ開始のＩ／Ｏコントロール要求に対する完
了通知として容易に実装可能である。
【００５９】ディスクアレイ装置１内の制御装置１１
は、ディバイスドライバ２０４にバックアップ終了通知
を発行すると、不揮発性メモリ３に設定されているセグ
メントクリーニング禁止状態を示す情報をクリアする。
そして制御装置１１は、バックアップに成功したか否か
を判定し（ステップＳ１７）、バックアップに成功して
いた場合には、その時点において主記憶装置２２上に格
納されている制御テーブル２２３の情報（制御テーブル
情報）を大容量記憶装置３の先頭位置から書き込む（ス
テップＳ１８）。
は、ディバイスドライバ２０４にバックアップ終了通知
を発行すると、不揮発性メモリ３に設定されているセグ
メントクリーニング禁止状態を示す情報をクリアする。
そして制御装置１１は、バックアップに成功したか否か
を判定し（ステップＳ１７）、バックアップに成功して
いた場合には、その時点において主記憶装置２２上に格
納されている制御テーブル２２３の情報（制御テーブル
情報）を大容量記憶装置３の先頭位置から書き込む（ス
テップＳ１８）。
【００６０】一方、ステップＳ５またはＳ６の判定がＮ
Ｏの場合、制御装置１１は次に処理すべき論理アドレス
を指定するためにステップＳ１４に進む。また、ステッ
プＳ８の判定がＮＯの場合、現在処理対象となっている
物理ストライプに対応する全ての論理アドレスについて
処理済みであるか否かを調べるためにステップＳ１３に
進む。また、ステップＳ１０での判定がＹＥＳの場合、
制御装置１１はバックアップを終了させるためにステッ
プＳ１６に進む。また、ステップＳ１３での判定がＮＯ
の場合、制御装置１１は残りの論理アドレスについて処
理をするためにステップＳ８に戻る。
Ｏの場合、制御装置１１は次に処理すべき論理アドレス
を指定するためにステップＳ１４に進む。また、ステッ
プＳ８の判定がＮＯの場合、現在処理対象となっている
物理ストライプに対応する全ての論理アドレスについて
処理済みであるか否かを調べるためにステップＳ１３に
進む。また、ステップＳ１０での判定がＹＥＳの場合、
制御装置１１はバックアップを終了させるためにステッ
プＳ１６に進む。また、ステップＳ１３での判定がＮＯ
の場合、制御装置１１は残りの論理アドレスについて処
理をするためにステップＳ８に戻る。
【００６１】このように本実施形態におけるバックアッ
プ処理によれば、アドレス変換テーブルを利用して有効
な論理アドレスを検索し、ディスクアレイのデータのう
ち、当該有効な論理アドレスに対応するデータのみをバ
ックアップ対象とするようにしたので、ディスクアレイ
のデータをそのままバックアップする従来技術に比べ
て、データコピー（データバックアップ）に要する時間
を短縮できる。したがって本実施形態においては、ファ
イルシステムやディスクアレイ装置用のディバイスドラ
イバに一切の変更を加えることなく高速なバックアップ
が実現できる。
プ処理によれば、アドレス変換テーブルを利用して有効
な論理アドレスを検索し、ディスクアレイのデータのう
ち、当該有効な論理アドレスに対応するデータのみをバ
ックアップ対象とするようにしたので、ディスクアレイ
のデータをそのままバックアップする従来技術に比べ
て、データコピー（データバックアップ）に要する時間
を短縮できる。したがって本実施形態においては、ファ
イルシステムやディスクアレイ装置用のディバイスドラ
イバに一切の変更を加えることなく高速なバックアップ
が実現できる。
【００６２】以上に述べたバックアップ処理では、バッ
クアップが未実施の物理ストライプがセグメントクリー
ニングの対象とならないように、バックアップ処理の期
間中はセグメントクリーニングを全て禁止している。こ
の場合、バックアップ処理の期間中に新たな空き領域を
確保できなくなる。したがって、バックアップ処理の期
間中はホストコンピュータ２からの書き込み要求を実行
できなくなる可能性が高く、ホストコンピュータ２から
のＩ／Ｏ要求（特に書き込み要求）の処理と並行してバ
ックアップ処理を行うこと、即ちオンラインバックアッ
プ処理を行うことは難しい。
クアップが未実施の物理ストライプがセグメントクリー
ニングの対象とならないように、バックアップ処理の期
間中はセグメントクリーニングを全て禁止している。こ
の場合、バックアップ処理の期間中に新たな空き領域を
確保できなくなる。したがって、バックアップ処理の期
間中はホストコンピュータ２からの書き込み要求を実行
できなくなる可能性が高く、ホストコンピュータ２から
のＩ／Ｏ要求（特に書き込み要求）の処理と並行してバ
ックアップ処理を行うこと、即ちオンラインバックアッ
プ処理を行うことは難しい。
【００６３】一方、バックアップ済みの物理ストライプ
を管理することで、バックアップ済みの物理ストライプ
についてはセグメントクリーニングの禁止状態を解除す
ることが考えられる。しかし、上記実施形態におけるバ
ックアップ処理では、有効な論理アドレスの順に対応す
る物理ストライプを処理して、当該物理ストライプ中の
有効な論理アドレスに対応するデータのみを対象とする
バックアップを行っているため、バックアップされる物
理ストライプの順番はランダムとなる。この場合、バッ
クアップ済みの物理ストライプを管理することは容易で
はない。
を管理することで、バックアップ済みの物理ストライプ
についてはセグメントクリーニングの禁止状態を解除す
ることが考えられる。しかし、上記実施形態におけるバ
ックアップ処理では、有効な論理アドレスの順に対応す
る物理ストライプを処理して、当該物理ストライプ中の
有効な論理アドレスに対応するデータのみを対象とする
バックアップを行っているため、バックアップされる物
理ストライプの順番はランダムとなる。この場合、バッ
クアップ済みの物理ストライプを管理することは容易で
はない。
【００６４】そこで、バックアップ処理の期間中にセグ
メントクリーニングを全て禁止しなくても済み、つまり
オンラインバックアップ処理を可能とし、しかもバック
アップ済みの物理ストライプとバックアップ未実施の物
理ストライプとが容易に管理できる本実施形態の変形例
について、図１０及び図１１のフローチャートを参照し
て説明する。
メントクリーニングを全て禁止しなくても済み、つまり
オンラインバックアップ処理を可能とし、しかもバック
アップ済みの物理ストライプとバックアップ未実施の物
理ストライプとが容易に管理できる本実施形態の変形例
について、図１０及び図１１のフローチャートを参照し
て説明する。
【００６５】今、バックアップ＆リストアプログラム２
０２から発行されたバックアップ開始要求がディバイス
ドライバ２０４によりディスクアレイ装置１に送信され
たものとする。ディスクアレイ装置１内の制御装置１１
は前記ステップＳ１，Ｓ２と同様に、ディバイスドライ
バ２０４からのバックアップ開始要求を受け取り（ステ
ップＳ２１）、不揮発性メモリ１３上のアドレス変換テ
ーブル１３２のコピーをホストコンピュータ２の主記憶
装置２２上のアドレス変換テーブルのコピー２２１に生
成する（ステップＳ２２）。このステップＳ２２では、
制御装置１１は、不揮発性メモリ１３上の所定領域に、
セグメントクリーニング対象から除外すべき先頭の物理
ストライプを示す物理ストライプ番号（セグメントクリ
ーニング除外ストライプ番号）として、初期値０を設定
する。この場合、ディスクアレイ１２は一時的にセグメ
ントクリーニング禁止状態になる。通常、セグメントク
リーニング処理では、前記文献に記載されているような
アルゴリズムを使用して、クリーニング対象のセグメン
トを選択するのが一般的である。本実施形態の変形例で
は、不揮発性メモリ１３の所定領域に記録されたセグメ
ントクリーニング除外番号より小さな物理ストライプ番
号の物理ストライプだけをセグメント選択の対象とする
ことで、バックアップがされていないデータを保護する
ことが可能となる。
０２から発行されたバックアップ開始要求がディバイス
ドライバ２０４によりディスクアレイ装置１に送信され
たものとする。ディスクアレイ装置１内の制御装置１１
は前記ステップＳ１，Ｓ２と同様に、ディバイスドライ
バ２０４からのバックアップ開始要求を受け取り（ステ
ップＳ２１）、不揮発性メモリ１３上のアドレス変換テ
ーブル１３２のコピーをホストコンピュータ２の主記憶
装置２２上のアドレス変換テーブルのコピー２２１に生
成する（ステップＳ２２）。このステップＳ２２では、
制御装置１１は、不揮発性メモリ１３上の所定領域に、
セグメントクリーニング対象から除外すべき先頭の物理
ストライプを示す物理ストライプ番号（セグメントクリ
ーニング除外ストライプ番号）として、初期値０を設定
する。この場合、ディスクアレイ１２は一時的にセグメ
ントクリーニング禁止状態になる。通常、セグメントク
リーニング処理では、前記文献に記載されているような
アルゴリズムを使用して、クリーニング対象のセグメン
トを選択するのが一般的である。本実施形態の変形例で
は、不揮発性メモリ１３の所定領域に記録されたセグメ
ントクリーニング除外番号より小さな物理ストライプ番
号の物理ストライプだけをセグメント選択の対象とする
ことで、バックアップがされていないデータを保護する
ことが可能となる。
【００６６】制御装置１１は、アドレス変換テーブルの
コピー２２１を使用して、各エントリ情報が有効な論理
アドレスを持つ物理ストライプのストライプ番号の昇順
にソートされたアドレス変換テーブルを作成する（ステ
ップＳ２３）。以下、このソート後のアドレス変換テー
ブルを、アドレス変換テーブル２２１’として説明す
る。なお、上記ソートには、良く知られたMergesort、Qu
icksort、Shellsort、Heapsort等の高速アルゴリズムを使
用するとよい。
コピー２２１を使用して、各エントリ情報が有効な論理
アドレスを持つ物理ストライプのストライプ番号の昇順
にソートされたアドレス変換テーブルを作成する（ステ
ップＳ２３）。以下、このソート後のアドレス変換テー
ブルを、アドレス変換テーブル２２１’として説明す
る。なお、上記ソートには、良く知られたMergesort、Qu
icksort、Shellsort、Heapsort等の高速アルゴリズムを使
用するとよい。
【００６７】次に制御装置１１は、バックアップの対象
とする物理ストライプｉを示す物理ストライプ番号ｉの
初期値として、アドレス変換テーブル２２１’の先頭の
エントリ情報中の物理ストライプ番号、即ち最初の物理
ストライプを示すストライプ番号に設定する（ステップ
Ｓ２４）。
とする物理ストライプｉを示す物理ストライプ番号ｉの
初期値として、アドレス変換テーブル２２１’の先頭の
エントリ情報中の物理ストライプ番号、即ち最初の物理
ストライプを示すストライプ番号に設定する（ステップ
Ｓ２４）。
【００６８】次に制御装置１１は、アドレス変換テーブ
ル２２１’のサイズから、前記ステップＳ４と同様にし
て、制御テーブル２２３の情報のサイズを計算し、その
サイズから、バックアップデータが記録される大容量記
憶装置３内の領域の物理アドレスｊの初期値ｎを設定す
る（ステップＳ２５）。
ル２２１’のサイズから、前記ステップＳ４と同様にし
て、制御テーブル２２３の情報のサイズを計算し、その
サイズから、バックアップデータが記録される大容量記
憶装置３内の領域の物理アドレスｊの初期値ｎを設定す
る（ステップＳ２５）。
【００６９】次に制御装置１１は、アドレス変換テーブ
ル２２１’を参照して、物理ストライプ番号ｉ以降の空
でないストライプを、セグメントクリーニングの対象外
とする（ステップＳ２６）。即ち制御装置１１は、現在
の物理ストライプ番号ｉで、不揮発性メモリ３の所定領
域に設定されているセグメントクリーニング除外ストラ
イプ番号を更新する。
ル２２１’を参照して、物理ストライプ番号ｉ以降の空
でないストライプを、セグメントクリーニングの対象外
とする（ステップＳ２６）。即ち制御装置１１は、現在
の物理ストライプ番号ｉで、不揮発性メモリ３の所定領
域に設定されているセグメントクリーニング除外ストラ
イプ番号を更新する。
【００７０】次に制御装置１１は、物理ストライプｉの
データをディスクアレイ１２から入出力バッファ２２２
に読み込み（ステップＳ２７）、読み込んだ物理ストラ
イプｉのデータのうち、有効な論理アドレスに対応する
データブロックを１つ取り出して、物理アドレスｊで指
定される大容量記憶装置３内のブロック位置に書き込む
（ステップＳ２８）。有効な論理アドレスは、物理スト
ライプ番号ｉをキーにしてアドレス変換テーブル２２
１’から検索可能である。
データをディスクアレイ１２から入出力バッファ２２２
に読み込み（ステップＳ２７）、読み込んだ物理ストラ
イプｉのデータのうち、有効な論理アドレスに対応する
データブロックを１つ取り出して、物理アドレスｊで指
定される大容量記憶装置３内のブロック位置に書き込む
（ステップＳ２８）。有効な論理アドレスは、物理スト
ライプ番号ｉをキーにしてアドレス変換テーブル２２
１’から検索可能である。
【００７１】制御装置１１は、大容量記憶装置３への書
き込みを実行すると、その書き込みに成功したか否かを
判定する（ステップＳ２９）。もし、書き込みに成功し
た場合（ステップＳ２９のＹＥＳ）、制御装置１１は、
書き込み（バックアップ）に成功した論理ブロックの論
理アドレスと物理アドレス（物理ブロック番号）ｊとの
対を制御テーブル２２３内の空きエントリに登録する
（ステップＳ３０）。
き込みを実行すると、その書き込みに成功したか否かを
判定する（ステップＳ２９）。もし、書き込みに成功し
た場合（ステップＳ２９のＹＥＳ）、制御装置１１は、
書き込み（バックアップ）に成功した論理ブロックの論
理アドレスと物理アドレス（物理ブロック番号）ｊとの
対を制御テーブル２２３内の空きエントリに登録する
（ステップＳ３０）。
【００７２】次に制御装置１１は、ｊを１だけインクリ
メントする（ステップＳ３１）。また制御装置１１は、
ステップＳ２７で読み込んだ物理ストライプｉに含まれ
ている全ての論理ブロックについて、対応する論理アド
レスの処理を実施済みであるか否かを判定する（ステッ
プＳ３２）。
メントする（ステップＳ３１）。また制御装置１１は、
ステップＳ２７で読み込んだ物理ストライプｉに含まれ
ている全ての論理ブロックについて、対応する論理アド
レスの処理を実施済みであるか否かを判定する（ステッ
プＳ３２）。
【００７３】もし、物理ストライプｉに対応する全ての
論理アドレスについて処理済みであるならば（ステップ
Ｓ３２のＹＥＳ）、制御装置１１は次に処理すべき物理
ストライプを指定するために物理ストライプ番号ｉを１
だけインクリメントする（ステップＳ３３）。制御装置
１１は、このインクリメント後の物理ストライプ番号ｉ
によりアドレス変換テーブル２２１’を参照すること
で、当該テーブル２２１’に登録されている全ての物理
ストライプについて処理が終了したか否かを判定する
（ステップＳ３４）。
論理アドレスについて処理済みであるならば（ステップ
Ｓ３２のＹＥＳ）、制御装置１１は次に処理すべき物理
ストライプを指定するために物理ストライプ番号ｉを１
だけインクリメントする（ステップＳ３３）。制御装置
１１は、このインクリメント後の物理ストライプ番号ｉ
によりアドレス変換テーブル２２１’を参照すること
で、当該テーブル２２１’に登録されている全ての物理
ストライプについて処理が終了したか否かを判定する
（ステップＳ３４）。
【００７４】もし、処理すべき物理ストライプが残って
いるならば（ステップＳ３４のＮＯ）、制御装置１１は
ステップＳ２６以降の処理を、ステップＳ３３でのイン
クリメント後の物理ストライプ番号ｉで指定される物理
ストライプｉについて実行する。そして、処理すべき物
理ストライプがなくなった時点で（ステップＳ３４のＹ
ＥＳ）、制御装置１１はディバイスドライバ２０４に対
するバックアップ終了通知を、例えばハードウェア割り
込みにより発行する（ステップＳ３５）。ディバイスド
ライバ２０４は、制御装置１１からのバックアップ終了
通知を受け取ると、対応するバックアップ終了通知を、
例えば先にディバイスドライバ２０４から受け取ったバ
ックアップ開始のＩ／Ｏコントロール要求に対する完了
通知として、バックアップ＆リストアプログラム２０２
に送信する。
いるならば（ステップＳ３４のＮＯ）、制御装置１１は
ステップＳ２６以降の処理を、ステップＳ３３でのイン
クリメント後の物理ストライプ番号ｉで指定される物理
ストライプｉについて実行する。そして、処理すべき物
理ストライプがなくなった時点で（ステップＳ３４のＹ
ＥＳ）、制御装置１１はディバイスドライバ２０４に対
するバックアップ終了通知を、例えばハードウェア割り
込みにより発行する（ステップＳ３５）。ディバイスド
ライバ２０４は、制御装置１１からのバックアップ終了
通知を受け取ると、対応するバックアップ終了通知を、
例えば先にディバイスドライバ２０４から受け取ったバ
ックアップ開始のＩ／Ｏコントロール要求に対する完了
通知として、バックアップ＆リストアプログラム２０２
に送信する。
【００７５】またバックアップ終了通知を発行した制御
装置１１は、不揮発性メモリ１３上の所定領域に設定さ
れているセグメントクリーニング除外ストライプ番号を
クリアする。以降、上記実施形態におけるステップＳ１
７，Ｓ１８と同様の処理（ステップＳ３６，Ｓ３７）が
行われ、バックアップに成功していた場合には、その時
点において主記憶装置２２上に格納されている制御テー
ブル２２３の情報（制御テーブル情報）が大容量記憶装
置３の先頭位置から書き込まれる。このときの制御テー
ブル２２３の一例を図１２に示す。
装置１１は、不揮発性メモリ１３上の所定領域に設定さ
れているセグメントクリーニング除外ストライプ番号を
クリアする。以降、上記実施形態におけるステップＳ１
７，Ｓ１８と同様の処理（ステップＳ３６，Ｓ３７）が
行われ、バックアップに成功していた場合には、その時
点において主記憶装置２２上に格納されている制御テー
ブル２２３の情報（制御テーブル情報）が大容量記憶装
置３の先頭位置から書き込まれる。このときの制御テー
ブル２２３の一例を図１２に示す。
【００７６】このように本実施形態の変形例によれば、
物理ストライプ番号の昇順に対応する物理ストライプを
処理して、当該物理ストライプ中の有効な論理アドレス
に対応するデータのみを対象とするバックアップを行っ
ている。このため、バックアップ処理済みの物理ストラ
イプはディスクアレイ１２上で物理的に連続している。
よって、現在処理中の物理ストライプを基準に、セグメ
ントクリーニングの対象とすることができる物理ストラ
イプ列、つまりセグメントクリーニングの禁止の対象か
ら外すことができる物理ストライプ列と、セグメントク
リーニングの対象外とすべき物理ストライプ列、つまり
セグメントクリーニングの禁止の対象とすべき物理スト
ライプ列とに、簡単に分類することができる。これによ
り、ディスクアレイ１２上で物理的に連続しているバッ
クアップ処理済みの物理ストライプ列については、バッ
クアップ処理の期間中もセグメントクリーニングの対象
とすることができ、オンラインバックアップ処理を実現
できる。なお本変形例においても、上記と実施形態と同
様に、ファイルシステムやディスクアレイ装置用のディ
バイスドライバに一切の変更を加えることなく高速なバ
ックアップが実現できることは勿論である。
物理ストライプ番号の昇順に対応する物理ストライプを
処理して、当該物理ストライプ中の有効な論理アドレス
に対応するデータのみを対象とするバックアップを行っ
ている。このため、バックアップ処理済みの物理ストラ
イプはディスクアレイ１２上で物理的に連続している。
よって、現在処理中の物理ストライプを基準に、セグメ
ントクリーニングの対象とすることができる物理ストラ
イプ列、つまりセグメントクリーニングの禁止の対象か
ら外すことができる物理ストライプ列と、セグメントク
リーニングの対象外とすべき物理ストライプ列、つまり
セグメントクリーニングの禁止の対象とすべき物理スト
ライプ列とに、簡単に分類することができる。これによ
り、ディスクアレイ１２上で物理的に連続しているバッ
クアップ処理済みの物理ストライプ列については、バッ
クアップ処理の期間中もセグメントクリーニングの対象
とすることができ、オンラインバックアップ処理を実現
できる。なお本変形例においても、上記と実施形態と同
様に、ファイルシステムやディスクアレイ装置用のディ
バイスドライバに一切の変更を加えることなく高速なバ
ックアップが実現できることは勿論である。
【００７７】次に本実施形態におけるディスクアレイ装
置のリストア処理について、図１３のフローチャートを
参照して説明する。まず、ホストコンピュータ２内のＣ
ＰＵ２１によってバックアップ＆リストアプログラム２
０２が実行されることにより、大容量記憶装置３から主
記憶装置２２上に制御テーブル情報が読み込まれ、制御
テーブル２２３が復元される（ステップＳ４１）。ここ
で、制御テーブル情報は、大容量記憶装置３の物理アド
レス０から物理アドレスｎ−１（図１２の例では物理ア
ドレス７０）の領域に格納されているため、当該大容量
記憶装置３の開始位置から順に高速に読み込むことがで
きる。
置のリストア処理について、図１３のフローチャートを
参照して説明する。まず、ホストコンピュータ２内のＣ
ＰＵ２１によってバックアップ＆リストアプログラム２
０２が実行されることにより、大容量記憶装置３から主
記憶装置２２上に制御テーブル情報が読み込まれ、制御
テーブル２２３が復元される（ステップＳ４１）。ここ
で、制御テーブル情報は、大容量記憶装置３の物理アド
レス０から物理アドレスｎ−１（図１２の例では物理ア
ドレス７０）の領域に格納されているため、当該大容量
記憶装置３の開始位置から順に高速に読み込むことがで
きる。
【００７８】次にバックアップ＆リストアプログラム２
０２からリストア開始要求が発行される。このリストア
開始要求は、ディバイスドライバ２０４へのＩ／Ｏコン
トロール要求として容易に実装可能である。ディバイス
ドライバ２０４はバックアップ＆リストアプログラム２
０２からのリストア開始要求を受け取ると、対応するリ
ストア開始要求をディスクアレイ装置１に送信する。こ
のディバイスドライバ２０４からディスクアレイ装置１
へのリストア開始要求の通知は、ＳＣＳＩ規格に準拠し
たコマンド、例えばMode Selectとして、容易に実装可
能である。
０２からリストア開始要求が発行される。このリストア
開始要求は、ディバイスドライバ２０４へのＩ／Ｏコン
トロール要求として容易に実装可能である。ディバイス
ドライバ２０４はバックアップ＆リストアプログラム２
０２からのリストア開始要求を受け取ると、対応するリ
ストア開始要求をディスクアレイ装置１に送信する。こ
のディバイスドライバ２０４からディスクアレイ装置１
へのリストア開始要求の通知は、ＳＣＳＩ規格に準拠し
たコマンド、例えばMode Selectとして、容易に実装可
能である。
【００７９】ディスクアレイ装置１内の制御装置１１
は、ディバイスドライバ２０４からのリストア開始要求
を受け取る（ステップＳ４２）。制御装置１１は受け取
ったリストア開始要求に応じて、不揮発性メモリ１３上
に設定されているアドレス変換テーブル１３２の各エン
トリ中の論理アドレスに対応する物理ストライプ番号、
物理ブロック番号、タイムスタンプを全てＮＵＬＬに設
定（ＮＵＬＬクリア）する（ステップＳ４３）。これに
より、アドレス変換テーブル１３２は初期化された状態
となる。なお、ステップＳ４１の制御テーブル情報の読
み込み処理を、ステップＳ４２で受け取ったリストア開
始要求に応じて、制御装置１１が制御テーブル情報の読
み込み処理を実行する構成であってもよい。
は、ディバイスドライバ２０４からのリストア開始要求
を受け取る（ステップＳ４２）。制御装置１１は受け取
ったリストア開始要求に応じて、不揮発性メモリ１３上
に設定されているアドレス変換テーブル１３２の各エン
トリ中の論理アドレスに対応する物理ストライプ番号、
物理ブロック番号、タイムスタンプを全てＮＵＬＬに設
定（ＮＵＬＬクリア）する（ステップＳ４３）。これに
より、アドレス変換テーブル１３２は初期化された状態
となる。なお、ステップＳ４１の制御テーブル情報の読
み込み処理を、ステップＳ４２で受け取ったリストア開
始要求に応じて、制御装置１１が制御テーブル情報の読
み込み処理を実行する構成であってもよい。
【００８０】制御装置１１はリストア開始要求を受け取
ると、大容量記憶装置３内の制御テーブル情報に後続す
る領域からバックアップデータを順次主記憶装置２２上
の入出力バッファ２２２に読み込む（ステップＳ４
４）。すると制御装置１１（内の書き込みプロセス）
は、主記憶装置２２上の制御テーブル２２３に記録され
ている論理アドレス（論理ブロックアドレス）と、入出
力バッファ２２２に読み込まれたデータをもとに、不揮
発性メモリ１３上の書き込みバッファ１３１を利用して
前述したディスクアレイ１２への物理ストライプ単位の
まとめ書きを行う（ステップＳ４５）。このステップＳ
４５において、制御装置１１はディスクアレイ１２に書
き込まれたストライプ中の各論理ブロックについて、当
該論理ブロックに対する論理アドレスが設定されている
アドレス変換テーブル１３２のエントリ中の物理ブロッ
ク番号、物理ストライプ番号、タイムスタンプを、それ
ぞれ当該論理ブロックが実際に書き込まれた物理ストラ
イプ内の物理ブロック位置を示す番号、当該物理ストラ
イプを示す番号、現在のタイムスタンプの値とに更新す
る。
ると、大容量記憶装置３内の制御テーブル情報に後続す
る領域からバックアップデータを順次主記憶装置２２上
の入出力バッファ２２２に読み込む（ステップＳ４
４）。すると制御装置１１（内の書き込みプロセス）
は、主記憶装置２２上の制御テーブル２２３に記録され
ている論理アドレス（論理ブロックアドレス）と、入出
力バッファ２２２に読み込まれたデータをもとに、不揮
発性メモリ１３上の書き込みバッファ１３１を利用して
前述したディスクアレイ１２への物理ストライプ単位の
まとめ書きを行う（ステップＳ４５）。このステップＳ
４５において、制御装置１１はディスクアレイ１２に書
き込まれたストライプ中の各論理ブロックについて、当
該論理ブロックに対する論理アドレスが設定されている
アドレス変換テーブル１３２のエントリ中の物理ブロッ
ク番号、物理ストライプ番号、タイムスタンプを、それ
ぞれ当該論理ブロックが実際に書き込まれた物理ストラ
イプ内の物理ブロック位置を示す番号、当該物理ストラ
イプを示す番号、現在のタイムスタンプの値とに更新す
る。
【００８１】制御装置１１は、以上のステップＳ４４，
Ｓ４５を、大容量記憶装置３にバックアップされた全て
のデータが処理されるまで（ステップＳ４６）、繰り返
し実行する。
Ｓ４５を、大容量記憶装置３にバックアップされた全て
のデータが処理されるまで（ステップＳ４６）、繰り返
し実行する。
【００８２】明らかなように、本実施形態のリストア処
理においては、リストア処理の終了後はセグメントクリ
ーニングが完了した状態となる。なお、ステップＳ４１
で大容量記憶装置３から制御テーブル情報を読み込むこ
とで主記憶装置２２上に復元された制御テーブル２２３
の各エントリの情報を、論理アドレスの例えば昇順にソ
ートするならば、バックアップデータのリストア処理
が、論理アドレスの順に行われるため、リストア処理だ
けで、セグメントのフラグメンテーションが同時に解決
できること、即ちセグメントのデフラグメンテーション
が同時に実現できることは明らかである。
理においては、リストア処理の終了後はセグメントクリ
ーニングが完了した状態となる。なお、ステップＳ４１
で大容量記憶装置３から制御テーブル情報を読み込むこ
とで主記憶装置２２上に復元された制御テーブル２２３
の各エントリの情報を、論理アドレスの例えば昇順にソ
ートするならば、バックアップデータのリストア処理
が、論理アドレスの順に行われるため、リストア処理だ
けで、セグメントのフラグメンテーションが同時に解決
できること、即ちセグメントのデフラグメンテーション
が同時に実現できることは明らかである。
【００８３】また、リストア処理中に、バックアップ＆
リストアプログラム２０２以外のアプリケーションプロ
グラム２０１-1〜２０１-nからリード要求がされた場
合、リストアが完了していればリストアされたデータが
返却され、リストアが完了していなければエラーが返却
される。一方、リストア処理中に、アプリケーションプ
ログラム２０１-1〜２０１-nからライト要求がされた場
合、リストアが完了していればリストアされたデータで
アドレス変換テーブル１３２は更新され、アプリケーシ
ョンプログラムからは上書きされたように見え（実際は
別の領域に格納されている）、リストアが完了していな
ければリストアデータでアドレス変換テーブル１３２は
更新され、アプリケーションプログラムからは上書きさ
れたように見える。このことからオンラインリストアが
可能であることは明らかである。
リストアプログラム２０２以外のアプリケーションプロ
グラム２０１-1〜２０１-nからリード要求がされた場
合、リストアが完了していればリストアされたデータが
返却され、リストアが完了していなければエラーが返却
される。一方、リストア処理中に、アプリケーションプ
ログラム２０１-1〜２０１-nからライト要求がされた場
合、リストアが完了していればリストアされたデータで
アドレス変換テーブル１３２は更新され、アプリケーシ
ョンプログラムからは上書きされたように見え（実際は
別の領域に格納されている）、リストアが完了していな
ければリストアデータでアドレス変換テーブル１３２は
更新され、アプリケーションプログラムからは上書きさ
れたように見える。このことからオンラインリストアが
可能であることは明らかである。
【００８４】次に、本実施形態におけるデータ破棄処理
について、図１４のフローチャートを参照して説明す
る。まず、バックアップ＆リストアプログラム２０２か
らディスクアレイ装置１を対象とするデータ破棄要求が
発行される。このデータ破棄要求は、ディバイスドライ
バ２０４へのＩ／Ｏコントロール要求として容易に実装
可能である。ディバイスドライバ２０４は、バックアッ
プ＆リストアプログラム２０２からのデータ破棄要求を
受け取ると、対応するデータ破棄要求をディスクアレイ
装置１に送信する。このディバイスドライバ２０４から
ディスクアレイ装置１へのデータ破棄要求の通知は、Ｓ
ＣＳＩ規格に準拠したコマンド、例えばMode Selectと
して、容易に実装可能である。
について、図１４のフローチャートを参照して説明す
る。まず、バックアップ＆リストアプログラム２０２か
らディスクアレイ装置１を対象とするデータ破棄要求が
発行される。このデータ破棄要求は、ディバイスドライ
バ２０４へのＩ／Ｏコントロール要求として容易に実装
可能である。ディバイスドライバ２０４は、バックアッ
プ＆リストアプログラム２０２からのデータ破棄要求を
受け取ると、対応するデータ破棄要求をディスクアレイ
装置１に送信する。このディバイスドライバ２０４から
ディスクアレイ装置１へのデータ破棄要求の通知は、Ｓ
ＣＳＩ規格に準拠したコマンド、例えばMode Selectと
して、容易に実装可能である。
【００８５】ディスクアレイ装置１内の制御装置１１
は、ディバイスドライバ２０４からのデータ破棄要求を
受け取ると（ステップＳ５１）、不揮発性メモリ１３上
に設定されているアドレス変換テーブル１３２の各エン
トリ中の論理アドレスに対応する物理ストライプ番号、
物理ブロック番号、タイムスタンプを全てＮＵＬＬに設
定（ＮＵＬＬクリア）する（ステップＳ４３）。これに
より、アドレス変換テーブル１３２は初期化された状態
となり、ディスクアレイ１２のデータが破棄されたのと
等価となる。
は、ディバイスドライバ２０４からのデータ破棄要求を
受け取ると（ステップＳ５１）、不揮発性メモリ１３上
に設定されているアドレス変換テーブル１３２の各エン
トリ中の論理アドレスに対応する物理ストライプ番号、
物理ブロック番号、タイムスタンプを全てＮＵＬＬに設
定（ＮＵＬＬクリア）する（ステップＳ４３）。これに
より、アドレス変換テーブル１３２は初期化された状態
となり、ディスクアレイ１２のデータが破棄されたのと
等価となる。
【００８６】以上のデータ破棄処理は、全て不揮発性メ
モリ１３上での操作であり、従来から知られているフォ
ーマット等の方法に比べ、ディスクアレイ１２を構成す
るディスク装置２１〜２３に対するＩ／Ｏ（入出力）処
理が必要でない。したがって、ディスクアレイ１２のデ
ータを破棄する処理を、当該ディスクアレイ１２の記憶
容量に関係なく、且つＯＳやファイルシステムの種類、
ディスク装置に依存することなく、高速に行える。
モリ１３上での操作であり、従来から知られているフォ
ーマット等の方法に比べ、ディスクアレイ１２を構成す
るディスク装置２１〜２３に対するＩ／Ｏ（入出力）処
理が必要でない。したがって、ディスクアレイ１２のデ
ータを破棄する処理を、当該ディスクアレイ１２の記憶
容量に関係なく、且つＯＳやファイルシステムの種類、
ディスク装置に依存することなく、高速に行える。
【００８７】以上に述べた実施形態及び変形例では、バ
ックアップ処理とリストア処理とが、それぞれバックア
ップ＆リストアプログラム２０２からのバックアップ開
始要求とリストア開始要求とに応じて、主としてディス
クアレイ装置１内の制御装置１１により実行されるもの
として説明した。しかし、ディスクアレイ装置１内の不
揮発性メモリ１３上の書き込みバッファ１３１またはア
ドレス変換テーブル１３２を必要としない処理、例えば
ホストコンピュータ２の主記憶装置２２上のアドレス変
換テーブルのコピー２２１、入出力バッファ２２２また
は制御テーブル２２３を利用する処理、大容量記憶装置
３に対する入出力処理等は、バックアップ＆リストアプ
ログラム２０２（に基づいてＣＰＵ２１）が実行する構
成とすることも可能である。
ックアップ処理とリストア処理とが、それぞれバックア
ップ＆リストアプログラム２０２からのバックアップ開
始要求とリストア開始要求とに応じて、主としてディス
クアレイ装置１内の制御装置１１により実行されるもの
として説明した。しかし、ディスクアレイ装置１内の不
揮発性メモリ１３上の書き込みバッファ１３１またはア
ドレス変換テーブル１３２を必要としない処理、例えば
ホストコンピュータ２の主記憶装置２２上のアドレス変
換テーブルのコピー２２１、入出力バッファ２２２また
は制御テーブル２２３を利用する処理、大容量記憶装置
３に対する入出力処理等は、バックアップ＆リストアプ
ログラム２０２（に基づいてＣＰＵ２１）が実行する構
成とすることも可能である。
【００８８】なお、本発明は、上記実施形態または変形
例に限定されるものではなく、実施段階ではその要旨を
逸脱しない範囲で種々に変形することが可能である。更
に、上記実施形態または変形例には種々の段階の発明が
含まれており、開示される複数の構成要件における適宜
な組み合わせにより種々の発明が抽出され得る。例え
ば、実施形態に示される全構成要件から幾つかの構成要
件が削除されても、発明が解決しようとする課題の欄で
述べた課題が解決でき、発明の効果の欄で述べられてい
る効果が得られる場合には、この構成要件が削除された
構成が発明として抽出され得る。
例に限定されるものではなく、実施段階ではその要旨を
逸脱しない範囲で種々に変形することが可能である。更
に、上記実施形態または変形例には種々の段階の発明が
含まれており、開示される複数の構成要件における適宜
な組み合わせにより種々の発明が抽出され得る。例え
ば、実施形態に示される全構成要件から幾つかの構成要
件が削除されても、発明が解決しようとする課題の欄で
述べた課題が解決でき、発明の効果の欄で述べられてい
る効果が得られる場合には、この構成要件が削除された
構成が発明として抽出され得る。
【００８９】
【発明の効果】以上詳述したように本発明によれば、ア
ドレス変換テーブルを利用して有効な論理アドレスに対
応するデータのみをバックアップ対象とするようにした
ので、ディスクアレイから大容量記憶装置へのデータバ
ックアップに要する時間を短縮することができる。しか
も、アドレス変換テーブルを利用して有効な論理アドレ
スを検索することから、ファイルシステムやディスクア
レイ装置用のディバイスドライバに一切の変更を加える
ことなく高速なバックアップが実現できる。また、有効
な論理アドレスに対応するデータのみ大容量記憶装置に
バックアップされることから、当該大容量記憶装置にバ
ックアップされたデータをディスクアレイにリストアす
るのに要する時間も短縮でき、しかもリストア処理だけ
でセグメントクリーニングが自動で同時に実行できる。
ドレス変換テーブルを利用して有効な論理アドレスに対
応するデータのみをバックアップ対象とするようにした
ので、ディスクアレイから大容量記憶装置へのデータバ
ックアップに要する時間を短縮することができる。しか
も、アドレス変換テーブルを利用して有効な論理アドレ
スを検索することから、ファイルシステムやディスクア
レイ装置用のディバイスドライバに一切の変更を加える
ことなく高速なバックアップが実現できる。また、有効
な論理アドレスに対応するデータのみ大容量記憶装置に
バックアップされることから、当該大容量記憶装置にバ
ックアップされたデータをディスクアレイにリストアす
るのに要する時間も短縮でき、しかもリストア処理だけ
でセグメントクリーニングが自動で同時に実行できる。
【図１】本発明の一実施形態に係るディスクアレイ装置
を備えたコンピュータシステムの構成を示すブロック
図。
を備えたコンピュータシステムの構成を示すブロック
図。
【図２】図１中のホストコンピュータ２におけるディス
クアレイ装置１に関係するソフトウエア構成を示すブロ
ック図
クアレイ装置１に関係するソフトウエア構成を示すブロ
ック図
【図３】１ストライプ分のデータの例と、当該１ストラ
イプ分のデータがディスクアレイ１２内のディスク装置
１２１〜１２３に書き込まれる様子を示す図。
イプ分のデータがディスクアレイ１２内のディスク装置
１２１〜１２３に書き込まれる様子を示す図。
【図４】図１中のアドレス変換テーブル１３２のデータ
構造例を示す図。
構造例を示す図。
【図５】図１中の大容量記憶装置３に制御テーブル２２
３の情報及びディスクアレイ１２のデータがバックアッ
プされている様子を示す図。
３の情報及びディスクアレイ１２のデータがバックアッ
プされている様子を示す図。
【図６】セグメントクリーニングの一例を示す図。
【図７】同実施形態におけるディスクアレイ装置のバッ
クアップ処理を説明するためのフローチャートの一部を
示す図。
クアップ処理を説明するためのフローチャートの一部を
示す図。
【図８】同実施形態におけるディスクアレイ装置のバッ
クアップ処理を説明するためのフローチャートの他の一
部を示す図。
クアップ処理を説明するためのフローチャートの他の一
部を示す図。
【図９】同実施形態におけるディスクアレイ装置のバッ
クアップ処理を説明するためのフローチャートの残り示
す図。
クアップ処理を説明するためのフローチャートの残り示
す図。
【図１０】同実施形態の変形例におけるディスクアレイ
装置のバックアップ処理を説明するためのフローチャー
トの一部を示す図。
装置のバックアップ処理を説明するためのフローチャー
トの一部を示す図。
【図１１】同実施形態の変形例におけるディスクアレイ
装置のバックアップ処理を説明するためのフローチャー
トの残りを示す図。
装置のバックアップ処理を説明するためのフローチャー
トの残りを示す図。
【図１２】バックアップ処理で大容量記憶装置３に書き
込まれる制御テーブル２２３の一例を示す図。
込まれる制御テーブル２２３の一例を示す図。
【図１３】同実施形態におけるディスクアレイ装置のリ
ストア処理を説明するためのフローチャート。
ストア処理を説明するためのフローチャート。
【図１４】同実施形態におけるディスクアレイ装置のデ
ータ破棄処理を説明するためのフローチャート。
ータ破棄処理を説明するためのフローチャート。
【符号の説明】
１…ディスクアレイ装置
２…ホストコンピュータ
３…大容量記憶装置
１１…制御装置
１２…ディスクアレイ
１３…不揮発性メモリ
２１…ＣＰＵ
２２…主記憶装置
１２１〜１２３…ディスク装置
１３１…書き込みバッファ
１３２…アドレス変換テーブル
２２１…アドレス変換テーブルのコピー（コピーアドレ
ス変換テーブル） ２２２…入出力バッファ ２２３…制御テーブル
ス変換テーブル） ２２２…入出力バッファ ２２３…制御テーブル
Claims (14)
- 【請求項１】 複数のディスク装置から構成されるディ
スクアレイを備え、ホストコンピュータからの書き込み
要求の指定するデータをブロック単位に分割して書き込
みバッファに詰めて蓄積し、当該バッファに所定のブロ
ック数のデータが蓄積された段階で、その所定のブロッ
ク数のデータを含む１ストライプ分のデータが、前記デ
ィスクアレイ内の前記複数のディスク装置上の更新され
るべきデータを保持している領域とは別の空き領域内の
物理的に連続する領域に書き込まれるディスクアレイ装
置において、 前記ホストコンピュータからの論理アドレスを前記ディ
スクアレイの物理アドレスに変換するアドレス変換情報
が記憶されたアドレス変換テーブルと、 前記ディスクアレイのデータをバックアップ記憶する大
容量記憶装置と、 前記大容量記憶装置へのバックアップ処理の開始時に、
その時点における前記アドレス変換テーブルのコピーを
生成する手段と、 前記コピーされたアドレス変換テーブル従って有効な論
理アドレスを検索する手段と、 前記検索手段により検索された有効な論理アドレスに対
応する物理アドレスのデータブロックが含まれる物理ス
トライプを前記ディスクアレイから読み込む手段と、 前記読み込み手段により読み込まれた物理ストライプ中
の有効な論理アドレスに対応するデータブロックのデー
タを前記大容量記憶装置に書き込む手段と、 前記大容量記憶装置に書き込まれたデータブロックの論
理アドレスと当該大容量記憶装置上の物理アドレスとを
含む制御情報が記憶される制御情報記憶手段と、 前記制御情報記憶手段に記憶されている全ての制御情報
を前記大容量記憶装置に書き込む手段とを具備すること
を特徴とするディスクアレイ装置。 - 【請求項２】 前記バックアップ処理の期間中のセグメ
ントクリーニングを禁止する手段を更に具備することを
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】 前記書き込み手段による前記大容量記憶
装置への書き込みが未実施のデータブロックを含む物理
ストライプのみをセグメントクリーニングの禁止対象と
して管理する手段を更に具備す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４】 複数のディスク装置から構成されるディ
スクアレイを備え、ホストコンピュータからの書き込み
要求の指定するデータをブロック単位に分割して書き込
みバッファに詰めて蓄積し、当該バッファに所定のブロ
ック数のデータが蓄積された段階で、その所定のブロッ
ク数のデータを含む１ストライプ分のデータが、前記デ
ィスクアレイ内の前記複数のディスク装置上の更新され
るべきデータを保持している領域とは別の空き領域内の
物理的に連続する領域に書き込まれるディスクアレイ装
置において、 前記ホストコンピュータからの論理アドレスを前記ディ
スクアレイの物理アドレスに変換するアドレス変換情報
が記憶されたアドレス変換テーブルと、 前記ディスクアレイのデータをバックアップ記憶する大
容量記憶装置と、 前記大容量記憶装置へのバックアップ処理の開始時に、
その時点における前記アドレス変換テーブルのコピーを
生成する手段と、 前記コピーされたアドレス変換テーブルの各アドレス変
換情報を、物理アドレスの順番にソートする手段と、 前記コピーされ且つソートされた後のアドレス変換テー
ブルに従って物理アドレスの順番に対応する物理ストラ
イプを前記ディスクアレイから順次読み込む手段と、 前記読み込み手段による読み込みの対象となっている物
理ストライプを、セグメントクリーニングの対象外とす
る物理的に連続する物理ストライプ列の先頭の物理スト
ライプとして管理する手段と、 前記読み込み手段により読み込まれた物理ストライプ中
の有効な論理アドレスに対応するデータブロックのデー
タを前記大容量記憶装置に書き込む手段と、 前記大容量記憶装置に書き込まれたデータブロックの論
理アドレスと当該大容量記憶装置上の物理アドレスとを
含む制御情報が記憶される制御情報記憶手段と、 前記制御情報記憶手段に記憶されている全ての制御情報
を前記大容量記憶装置に書き込む手段とを具備すること
を特徴とするディスクアレイ装置。 - 【請求項５】 前記バックアップ処理の開始時に、前記
書き込みバッファに蓄積されているデータを前記ディス
クアレイに書き込む手段を更に具備し、 前記コピー生成手段は、前記書き込みバッファに蓄積さ
れているデータが前記ディスクアレイに書き込まれた後
に、前記アドレス変換テーブルのコピーを生成すること
を特徴とする請求項１または請求項４記載のディスクア
レイ装置。 - 【請求項６】 前記データ書き込み手段は、前記制御情
報の書き込みに必要となる前記大容量記憶装置の領域サ
イズを前記アドレス変換テーブルのサイズから算出し、
その算出された前記大容量記憶装置の開始位置に後続す
る位置からデータの書き込みを行い、 前記制御情報書き込み手段は、前記大容量記憶装置の開
始位置から前記制御情報の書き込み行うことを特徴とす
る請求項１または請求項４記載のディスクアレイ装置。 - 【請求項７】 前記大容量記憶装置にバックアップされ
たデータを前記ディスクアレイにリストアするリストア
処理の開始時に、前記アドレス変換テーブルを初期化す
る手段と、 前記大容量記憶装置に書き込まれている前記制御情報に
基づいて、前記大容量記憶装置にバックアップされたデ
ータを順次読み込む手段と、 前記大容量記憶装置から読み込まれたデータを前記書き
込みバッファを介して１ストライプ単位で前記ディスク
アレイ内の前記複数のディスク装置上の空き領域内の物
理的に連続する領域に書き込む手段とを更に具備するこ
とを特徴とする請求項１または請求項４記載のディスク
アレイ装置。 - 【請求項８】 前記大容量記憶装置にバックアップされ
たデータを前記ディスクアレイにリストアするリストア
処理の開始時に、前記アドレス変換テーブルを初期化す
る手段と、 前記大容量記憶装置から前記制御情報を読み込み、当該
制御情報を当該制御情報中の論理アドレスの順番にソー
トする手段と、 前記ソート後の制御情報に基づいて、前記大容量記憶装
置にバックアップされたデータを対応する論理アドレス
の順番に読み込む手段と、 前記大容量記憶装置から読み込まれたデータを前記書き
込みバッファを介して１ストライプ単位で前記ディスク
アレイ内の前記複数のディスク装置上の空き領域内の物
理的に連続する領域に書き込む手段とを更に具備するこ
とを特徴とする請求項１または請求項４記載のディスク
アレイ装置。 - 【請求項９】 主記憶装置を備えたホストコンピュータ
と、 複数のディスク装置から構成されるディスクアレイを備
え、前記ホストコンピュータからの書き込み要求の指定
するデータをブロック単位に分割して書き込みバッファ
に詰めて蓄積し、当該バッファに所定のブロック数のデ
ータが蓄積された段階で、その所定のブロック数のデー
タを含む１ストライプ分のデータが、前記ディスクアレ
イ内の前記複数のディスク装置上の更新されるべきデー
タを保持している領域とは別の空き領域内の物理的に連
続する領域に書き込まれるディスクアレイ装置と、 前記ディスクアレイのデータがバックアップされる大容
量記憶装置とを具備し、 前記ディスクアレイ装置は、 前記ホストコンピュータからの論理アドレスを前記ディ
スクアレイの物理アドレスに変換するアドレス変換情報
が記憶されるアドレス変換テーブルと、 前記ホストコンピュータからのバックアップ開始要求に
応じて、その時点における前記アドレス変換テーブルの
コピーを前記主記憶装置上に生成する手段とを備え、 前記ホストコンピュータは、 前記コピーされたアドレス変換テーブルに従って有効な
論理アドレスを検索する手段と、 検索された前記有効な論理アドレスに対応する物理アド
レスのデータブロックが含まれる物理ストライプを前記
ディスクアレイから読み込む手段と、 読み込まれた物理ストライプ中の前記有効な論理アドレ
スに対応するデータブロックのデータを前記大容量記憶
装置に書き込む手段と、 前記大容量記憶装置に書き込まれたデータブロックの論
理アドレスと当該大容量記憶装置上の物理アドレスとを
含む制御情報が記憶される前記主記憶装置上の制御テー
ブルと、 前記制御テーブルに記憶されている全ての制御情報を前
記大容量記憶装置に書き込む手段とを備えていることを
特徴とするコンピュータシステム。 - 【請求項１０】 前記ディスクアレイ装置は、 前記ホストコンピュータからのリストア開始要求に応じ
て、前記アドレス変換テーブルを初期化する手段と、 前記大容量記憶装置にバックアップされたデータを前記
ディスクアレイにリストアするために、前記大容量記憶
装置から読み込まれたデータを前記書き込みバッファを
介して１ストライプ単位で前記ディスクアレイ内の前記
複数のディスク装置上の空き領域内の物理的に連続する
領域に書き込む手段とを更に備え、 前記ホストコンピュータは、 前記大容量記憶装置にバックアップされたデータを前記
ディスクアレイにリストアするために、前記大容量記憶
装置にバックアップされたデータを前記大容量記憶装置
に書き込まれている前記制御情報に基づいて順次読み込
む手段を更に備えていることを特徴とする請求項７記載
のコンピュータシステム。 - 【請求項１１】 複数のディスク装置から構成されるデ
ィスクアレイを備え、ホストコンピュータからの書き込
み要求の指定するデータをブロック単位に分割して書き
込みバッファに詰めて蓄積し、当該バッファに所定のブ
ロック数のデータが蓄積された段階で、その所定のブロ
ック数のデータを含む１ストライプ分のデータが、前記
ディスクアレイ内の前記複数のディスク装置上の更新さ
れるべきデータを保持している領域とは別の空き領域内
の物理的に連続する領域に書き込まれるディスクアレイ
装置において、 前記ディスクアレイに記録されたデータを大容量記憶装
置にバックアップするデータバックアップ方法であっ
て、 前記ディスクアレイのデータを前記大容量記憶装置にバ
ックアップするバックアップ処理の開始時に、前記ホス
トコンピュータからの論理アドレスを前記ディスクアレ
イの物理アドレスに変換するアドレス変換情報が登録さ
れたアドレス変換テーブルのコピーを生成するステップ
と、 前記コピーされたアドレス変換テーブル従って有効な論
理アドレスを検索するステップと、 検索された前記有効な論理アドレスに対応する物理アド
レスのデータブロックが含まれる物理ストライプを前記
ディスクアレイから読み込むステップと、 前記ディスクアレイから読み込まれた物理ストライプ中
の前記有効な論理アドレスに対応する前記データブロッ
クのデータを前記大容量記憶装置に書き込むステップ
と、 前記大容量記憶装置に書き込まれた前記データブロック
の論理アドレスと当該大容量記憶装置上の物理アドレス
とを含む制御情報を所定の制御情報記憶手段に登録する
ステップと、 前記コピーされたアドレス変換テーブルに従って検索さ
れた全ての有効な論理アドレスについて処理が終了した
際に、前記制御情報記憶手段に登録されている全ての制
御情報を前記大容量記憶装置に書き込むステップとを具
備することを特徴とするデータバックアップ方法。 - 【請求項１２】 複数のディスク装置から構成されるデ
ィスクアレイを備え、ホストコンピュータからの書き込
み要求の指定するデータをブロック単位に分割して書き
込みバッファに詰めて蓄積し、当該バッファに所定のブ
ロック数のデータが蓄積された段階で、その所定のブロ
ック数のデータを含む１ストライプ分のデータが、前記
ディスクアレイ内の前記複数のディスク装置上の更新さ
れるべきデータを保持している領域とは別の空き領域内
の物理的に連続する領域に書き込まれるディスクアレイ
装置において、 前記ディスクアレイに記録されたデータを大容量記憶装
置にバックアップするデータバックアップ方法であっ
て、 前記ディスクアレイのデータを前記大容量記憶装置にバ
ックアップするバックアップ処理の開始時に、前記ホス
トコンピュータからの論理アドレスを前記ディスクアレ
イの物理アドレスに変換するアドレス変換情報が記憶さ
れたアドレス変換テーブルのコピーを生成するステップ
と、 前記コピーされたアドレス変換テーブルの各アドレス変
換情報を、物理アドレスの順番にソートするステップ
と、 前記コピーされ且つソートされた後のアドレス変換テー
ブルに従って物理アドレスの順番に対応する物理ストラ
イプを前記ディスクアレイから順次読み込むステップ
と、 前記読み込みステップの実行対象となる物理ストライプ
を、セグメントクリーニングの対象外とする物理的に連
続する物理ストライプ列の先頭の物理ストライプとして
設定するステップと、 前記読み込みステップで物理ストライプが読み込まれる
毎に、当該読み込まれた物理ストライプ中の有効な論理
アドレスに対応するデータブロックのデータを前記大容
量記憶装置に書き込むステップと、 前記大容量記憶装置に書き込まれた前記データブロック
の論理アドレスと当該大容量記憶装置上の物理アドレス
とを含む制御情報を所定の制御情報記憶手段に登録する
ステップと、 前記読み込みステップで読み込まれた全ての物理ストラ
イプについて処理が終了した際に、前記制御情報記憶手
段に登録されている全ての制御情報を前記大容量記憶装
置に書き込むステップとを具備することを特徴とするデ
ータバックアップ方法。 - 【請求項１３】 複数のディスク装置から構成されるデ
ィスクアレイを備え、ホストコンピュータからの書き込
み要求の指定するデータをブロック単位に分割して書き
込みバッファに詰めて蓄積し、当該バッファに所定のブ
ロック数のデータが蓄積された段階で、その所定のブロ
ック数のデータを含む１ストライプ分のデータが、前記
ディスクアレイ内の前記複数のディスク装置上の更新さ
れるべきデータを保持している領域とは別の空き領域内
の物理的に連続する領域に書き込まれるディスクアレイ
装置において、 前記ディスクアレイに記録されたデータを大容量記憶装
置にバックアップすると共に、前記大容量記憶装置にバ
ックアップされたデータを前記ディスクアレイにリスト
アするデータバックアップ・リストア方法であって、 前記ディスクアレイのデータを前記大容量記憶装置にバ
ックアップするバックアップ処理の開始時に、前記ホス
トコンピュータからの論理アドレスを前記ディスクアレ
イの物理アドレスに変換するアドレス変換情報が記憶さ
れたアドレス変換テーブルのコピーを生成するステップ
と、 前記コピーされたアドレス変換テーブルに従って有効な
論理アドレスを検索するステップと、 検索された前記有効な論理アドレスに対応する物理アド
レスのデータブロックが含まれる物理ストライプを前記
ディスクアレイから読み込むステップと、 前記ディスクアレイから読み込まれた物理ストライプ中
の前記有効な論理アドレスに対応する前記データブロッ
クのデータを前記大容量記憶装置に書き込むステップ
と、 前記大容量記憶装置に書き込まれた前記データブロック
の論理アドレスと、当該大容量記憶装置上の物理アドレ
スとを含む制御情報を所定の制御情報記憶手段に登録す
るステップと、 前記制御情報記憶手段に登録されている全ての制御情報
を前記大容量記憶装置に書き込むステップと、 前記大容量記憶装置にバックアップされたデータを前記
ディスクアレイにリストアするリストア処理の開始時
に、前記アドレス変換テーブルを初期化するステップ
と、 前記コピーされたアドレス変換テーブルに従って検索さ
れた全ての有効な論理アドレスについて処理が終了した
際に、前記大容量記憶装置に書き込まれている前記制御
情報に基づいて前記大容量記憶装置にバックアップされ
たデータを順次読み込むステップと、 前記大容量記憶装置から読み込まれた前記データを前記
書き込みバッファに順次蓄積するステップと、 前記書き込みバッファに前記所定ブロック数のデータが
蓄積される毎に、その所定のブロック数のデータを含む
１ストライプ分のデータを前記ディスクアレイ内の前記
複数のディスク装置上の空き領域内の物理的に連続する
領域に書き込むステップとを具備することを特徴とする
データバックアップ・リストア方法。 - 【請求項１４】 複数のディスク装置から構成されるデ
ィスクアレイを備え、ホストコンピュータからの書き込
み要求の指定するデータをブロック単位に分割して書き
込みバッファに詰めて蓄積し、当該バッファに所定のブ
ロック数のデータが蓄積された段階で、その所定のブロ
ック数のデータを含む１ストライプ分のデータが、前記
ディスクアレイ内の前記複数のディスク装置上の更新さ
れるべきデータを保持している領域とは別の空き領域内
の物理的に連続する領域に書き込まれるディスクアレイ
装置において、 前記ディスクアレイに記録されたデータを大容量記憶装
置にバックアップすると共に、前記大容量記憶装置にバ
ックアップされたデータを前記ディスクアレイにリスト
アするデータバックアップ・リストア方法であって、 前記ディスクアレイのデータを前記大容量記憶装置にバ
ックアップするバックアップ処理の開始時に、前記ホス
トコンピュータからの論理アドレスを前記ディスクアレ
イの物理アドレスに変換するアドレス変換情報が記憶さ
れたアドレス変換テーブルのコピーを生成するステップ
と、 前記アドレス変換テーブルのコピーの各アドレス変換情
報を、物理アドレスの順番にソートするステップと、 前記コピーされ且つソートされた後のアドレス変換テー
ブル従って物理アドレスの順番に対応する物理ストライ
プを前記ディスクアレイから順次読み込むステップと、 前記読み込みステップの実行対象となる物理ストライプ
を、セグメントクリーニングの対象外とする物理的に連
続する物理ストライプ列の先頭の物理ストライプとして
設定するステップと、 前記読み込みステップで物理ストライプが読み込まれる
毎に、当該読み込まれた物理ストライプ中の有効な論理
アドレスに対応するデータブロックのデータを前記大容
量記憶装置に書き込むステップと、 前記大容量記憶装置に書き込まれた前記データブロック
の論理アドレスと、当該大容量記憶装置上の物理アドレ
スとを含む制御情報を所定の制御情報記憶手段に登録す
るステップと、 前記読み込みステップで読み込まれた全ての物理ストラ
イプについて処理が終了した際に、前記制御情報記憶手
段に登録されている全ての制御情報を前記大容量記憶装
置に書き込むステップと、 前記大容量記憶装置にバックアップされたデータを前記
ディスクアレイにリストアするリストア処理の開始時
に、前記アドレス変換テーブルを初期化するステップ
と、 前記大容量記憶装置に書き込まれている前記制御情報に
基づいて前記大容量記憶装置にバックアップされたデー
タを順次読み込むステップと、 前記大容量記憶装置から読み込まれたデータを前記書き
込みバッファに順次蓄積するステップと、 前記書き込みバッファに前記所定ブロック数のデータが
蓄積される毎に、その所定のブロック数のデータを含む
１ストライプ分のデータを前記ディスクアレイ内の前記
複数のディスク装置上の空き領域内の物理的に連続する
領域に書き込むステップとを具備することを特徴とする
データバックアップ・リストア方法。
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