JP2003518659A - コンピュータ・ストレージ・システムを操作するための装置および方法 - Google Patents

コンピュータ・ストレージ・システムを操作するための装置および方法

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Abstract

(57)【要約】 複数のホスト・コンピュータと複数の記憶要素を含むコンピュータ・システム用の方法と装置が開示されている。前記ホスト・コンピュータは、ホスト・ドメインに構成され、前記記憶要素は記憶ドメインに構成され得る。前記記憶ドメインは、複数の１次記憶装置と、２次記憶装置を含む。前記２次記憶装置は、ネットワークを介して前記複数の１次記憶装置に接続され得る。他の実施例においては、前記２次記憶装置は、異種のホスト・コンピュータのセットと情報を送受信できる。他の実施例においては、前記２次記憶装置上のデータ転送用の接続は自動的に生成され得る。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の技術分野】
本発明はコンピュータ用のデータ・ストレージに関係し、特に装置およびコン
ピュータ・ストレージ・システムを操作するための装置および方法に関係する。
【０００２】
【従来の技術】
事実上、コンピュータのアプリケーション（あるいはプログラム）はすべてス
トレージ（記憶装置）に依存する。このストレージは、コンピュータ・コードを
格納するためと、コードによって操作されるデータを格納するための両方に使用
される。（「データ」という用語は、アプリケーション・プログラムによって操
作されるフォーマット情報、実行コード、およびデータを含むすべての情報を指
す。） ストレージ技術はいろいろな異なった方向へ発展した。従って、種々様々なス
トレージ・システムが利用可能である。したがって、コンピュータ・アプリケー
ションを作成する人が、ストレージ・システム上にデータがどう格納されるかと
いう詳細な管理に対しても責任を負うことは、実際的ではなくなった。
【０００３】 この（そして他の）理由のために、アプリケーション・プログラムは、一般的
にオペレーティング・システム（例えば、Ｕｎｉｘ（登録商標）、Ｗｉｎｄｏｗ
ｓ（登録商標）、ＭＳ ＤＯＳ、Ｌｉｎｕｘ、およびそれぞれの多くのバリエー
ション）上で作動する。しかしながら、また、オペレーティング・システムがさ
まざまなストレージ・システムと共に使用されてもよい。
【０００４】 物理的なストレージ装置に変更がなされるたびに、オペレーティング・システ
ムあるいはアプリケーション・プログラムの変更がなされなければならないこと
は非常に非効率的だろう。その結果、データが実際にどのようにストレージ・シ
ステムに格納されているかを見るために、いろいろな抽象化されたレイヤが発展
した。
【０００５】 図１は、抽象化されたレイヤを見る１つの方法を示す。最上位の１０で、アプ
リケーション・プログラムは、データが物理的な装置上にどのように配置されて
いるかということに、ほとんど関知しなくてもよいようなやり方でデータが格納
されていると想定してもよい。例えば、アプリケーションはストレージ・システ
ムを、多くのディレクトリと、そのディレクトリ内のデータ・ファイルを含むも
のとして見なしてもよい。したがって、Ｕｎｉｘオペレーティング・システム上
で使用されるように作成されたアプリケーションでは、そのアプリケーションは
Ｕｎｉｘのディレクトリ構造（階層的なディレクトリとそのディレクトリ内に置
かれたファイルを含む）に従ってファイルが格納されているものと想定するだろ
う。このように想定される物理的なストレージ装置の機構は、そのデータが実際
のストレージ装置上にどのように格納されているかということに関知すべきこと
はほとんどない。アプリケーションのレベルから見たデータの論理的な見え方（
ビュー）が、データが物理的にどのように格納されているかといういかなる見え
方からも切り離されているという分離があるために、この見え方を「論理ビュー
」と呼んでもよい。ファイル、データベース、あるいはその他の論理構成といっ
たような論理的なコンポーネントを、論理レベルで「論理オブジェクト」と呼ん
でもよい。
【０００６】 アプリケーション・レベル１０は、ファイルシステム・レベル１２と結合して
作動する。ファイルシステム・レベルは、ファイルをディスク上に格納する方法
、そしてすべてを効率的に確実に働かせる方法に関わる。したがって、ファイル
システム・レベルは、ディレクトリ構造の格納、および物理的なストレージ・シ
ステム上でストレージを構成するデータ・ブロックにファイルを細分化する役割
を担う。例えば、Ｕｎｉｘのほとんどの実装では、各ファイルは関連するＩノー
ドを持つ。このノードは、アカウンティングと保護情報、さらにデータ・ブロッ
クへのポインタの一式を含んでもよい。
【０００７】 コンピュータ・システムの開発の比較的初期の段階では、ディスク・ドライブ
がストレージのための基本装置となった。従って、コンピュータのオペレーティ
ング・システムは、メモリがディスク・ドライブへの入力／出力（「Ｉ／Ｏ」）
に依存するだろうと想定して開発されてきた。そのために、ファイル・システム
１２は、ディスクドライブ上のブロックに格納されるデータを備えた、ディスク
・ドライブ（あるいは他のストレージ装置）のような物理ストレージ装置に相当
する１つ以上の「ボリューム」を、想定してもよい。
【０００８】 アプリケーションによって使用される利用可能なストレージに対する需要が、
急激に上昇した。その結果、多くの別個の物理装置がシステムに必要とされるス
トレージの総量を提供するために要求されてもよい。さらに、ストレージ・シス
テムはたびたび変更されたり再構成されたりする。
【０００９】 物理ストレージ装置システム内のいかなる変化からも、オペレーティング・シ
ステムを隔離するために、実際の物理ストレージの標準（ボリューム）ビューを
、物理ストレージ・システム上に弾力的にマッピングするためのあるメカニズム
がしばしば使用される。図１の論理ボリューム・マネージャ（ＬＶＭ）１４は、
データ・ストレージのファイル・システム・ビューをある中間層へマッピングす
ることによって、この機能の達成を支援することができる。
【００１０】 図１で示されるように、最終的な実際のストレージの読み出し、書き込み（そ
して、もしかすると物理ストレージ装置上への追加マッピング）が、物理ストレ
ージ・システム・レベル１６でなされる。したがって、例えば、論理ボリューム
・マネージャは、物理装置上のストレージ用の固定された物理ストレージ・セグ
メント・サイズ（例えば、ブロック・サイズ）に対応するボリューム・サイズに
、データのファイルシステム・レベル・ビューをマッピングしてもよい。その後
、物理ストレージ・システム・レベルは、物理ストレージ・セグメント（例えば
、後で説明されるハイパー・ボリューム）上に論理ボリューム・マネージャ・レ
ベルのボリュームをマッピングしてもよい。
【００１１】 論理ボリューム・マネージャは、例として、ヒューレット・パッカード社によ
るＨＰ−ＵＸや、ＶＥＲＩＴＡＳオペレーティング・システムで使用されるため
に導入された。マサチューセッツ州ホプキントンのＥＭＣ社から入手可能なスト
レージ・システムであるＳｙｍｍｅｔｒｉｘ製品ラインは、物理装置上にハイパ
ー・ボリュームをマッピングする能力を持つ１つのシステムである。（統合され
たキャッシュ・ディスク・アレイを持つＳｙｍｍｅｔｒｉｘ製品ラインは、Ｓｙ
ｍｍｅｔｒｉｘモデル５５ｘｘ製品マニュアルｐ−ｎ２００−８１０−５５０の
１９９６年２月改訂版ｆを含むＥＭＣ社からの多数の出版物に記述されている。
） 上記の例で、実際の物理ストレージの中へアプリケーション・レベルのデータ
をマッピングする作業は、アプリケーション・レベルからファイルシステム・レ
ベルへ、ファイルシステム・レベルからＬＶＭレベルへ、ＬＶＭレベルから物理
ストレージ・システム・レベルへ、そして物理ストレージ・システム・レベルか
ら実際の物理ストレージ装置へという４つのレベルで生じる。多かれ少なかれマ
ッピングはいくつかのレベルで実施されることになる。あるシステムでは、１レ
ベルのマッピングだけが実施され、例えばアプリケーション・レベルから直ちに
実際の物理ストレージ装置上になされる。多くのシステムでは、ＬＶＭレベルで
のマッピング段階が省略される。同様に、多くのシステムでは、物理ストレージ
・レベルでのマッピングがなされない（例えば、データはその前のレベルのフォ
ーマットに対応する実際の装置上に直接に格納され、物理ストレージ・コンポー
ネント上にそれ以上のいかなるマッピングもなされない）。
【００１２】 図２Ａは、実際の物理装置上にデータを格納するために、論理ボリューム・マ
ネージャ１４および物理ストレージ・システム１６によって実行されてもよいマ
ッピングの例を示す。そのアプリケーションあるいはファイルシステムのストレ
ージ・システムの図は、ボリュームＡ２０、ボリュームＢ２１、ボリュームＣ２
２という３つの別個のストレージ装置として表わされる。したがって、ファイル
システム・レベル１２が識別できる範囲では、システムは３つの別個のストレー
ジ装置２０〜２２になる。それぞれ別個のストレージ装置は「仮想ボリューム」
あるいは「仮想ディスク」と呼ばれてもよい。このことは、オペレーティング・
システムのストレージ装置構造の図が、その構造を実現する実際の物理ストレー
ジ・システムと一致していなくてもよいことを示す（以後、「仮想」と呼ぶ）。
しかしながら、アプリケーション・レベル１０と異なり、ファイルシステム１２
の全体像は、まるで生の物理装置あるいはボリュームに対処しているかのようで
ある。
【００１３】 ファイルシステム・レベルに関する限りでは、仮想ボリュームは、ストレージ
の連続的なセグメントである「パーティション」に分割されてもよい。パーティ
ションは実際にさまざまな物理ストレージ・セグメント（例えば、ハイパー・ボ
リューム）を横断して格納されてもよいので、これらのパーティションはまさに
「仮想の」パーティションである。
【００１４】 図２Ａでは、データが物理ストレージ装置２４〜２６上に物理的に格納される
。特にこの例において、３つの物理装置２４〜２６と３つのボリューム２０〜２
２があるが、物理装置への仮想ボリュームのマッピングは１対１であるというわ
けではない。特にこの例において、２０ａ、２０ｂ、および２０ｃで示されるよ
うに、ボリュームＡ２０の中のデータは実際には物理装置２４〜２６上に格納さ
れる。この例において、２２ａ、２２ｂで示されるように、ボリュームＢはすべ
て物理装置２４上に格納される。最後に、２ｌａ、２１ｂで示されるように、ボ
リュームＣは物理装置２４および物理装置２６上に格納される。
【００１５】 特にこの例において、ボックス２０ａ〜２０ｃ、２１ａ〜２１ｂ、および２２
ａ〜２２ｂはそれぞれ、物理装置２４〜２６内でストレージの隣接するセグメン
トを表わす。ストレージのこれらの隣接するセグメントは同じ大きさであっても
よいが、同じである必要はない。ストレージのセグメントは「ハイパー・ボリュ
ーム」と呼ばれてもよく、ファイルシステムによって用いられる仮想ボリューム
を構築する時のコンポーネントとして使用されることができる物理ストレージの
セグメントに対応してもよい。ハイパー・ボリュームは多くの「データ・ブロッ
ク」で構成されてもよい。データ・ブロックは物理ストレージ装置から一度に書
き込み、あるいは読み出しされるストレージの１単位（例えば、５１２バイトの
ブロック）である。
【００１６】 メインプロセッサ上で作動するアレイ管理ソフトウェア（あるいはカスタム・
ハードウェア回路のようなまた別のメカニズム）２３は、ホスト・コンピュータ
（示されていない）（論理ボリューム構造２０〜２２を想定してなされた）から
のリクエストを、データが物理装置２４〜２６上に実際に格納される方法に相当
するリクエストに翻訳する。実際上、アレイ管理ソフトウェア２３は、物理装置
２４〜２６を含む一体のストレージ・システムの一部として導入されてもよいし
、ホスト・コンピュータ上に導入されてもよいし、あるいは他のある方法でなさ
れてもよい。
【００１７】 図２Ａでは、アレイ管理ソフトウェア２３が、物理装置２４〜２６上に格納さ
れることができるセグメントに、ファイルシステムの仮想ボリューム２０〜２２
をマッピングすることにより、論理ボリューム・マネージャ１４（現在の場合）
および物理ストレージ・レベル１６の両方の機能を実行する。アレイ管理ソフト
ウェア２３は、さらに、ハイパー・ボリューム２０Ａ〜２０Ｃ、２１Ａ〜２１Ｂ
および２２Ａ〜２２Ｂをどこに格納すべきかを決定することにより、物理ストレ
ージ・システム・レベル１６の機能も実行する。
【００１８】 図２Ａの例で示される物理ストレージ装置はディスクドライブである。ディス
クドライブは、１枚以上の記録媒体ディスク（磁気記録媒体あるいは光記録媒体
のような）を含んでもよい。情報は、記憶させる目的のために、このストレージ
媒体から書き込まれ、そして読み出されることができる。記録媒体は、回転する
ディスクの形を一般的にしている。ディスクは一般的に、情報が記録され、そこ
から情報が読み出される多くのトラックを含む。各トラックは１つ以上の「デー
タ・ブロック」を含んでもよい。データ・ブロックは１つのまとまりとして読み
出されることができるデータの１単位である。データ・ブロックは、データのブ
ロックか、３２ｋトラック上の８ｋセグメントか、あるいはまた別の構造に従っ
て、５１２であってもよい。これらの例では、ブロックのサイズは固定されてい
る。他のケースでは、そのブロックはＣＫＤレコードのような可変サイズであっ
てもよい。複数のディスクを含むディスクドライブでは、各ディスクの対応する
トラックが互いに重なるように、ディスクが規格どおりに積み重ねられる。この
場合、その情報がディスクドライブ内に格納されるたった１つのトラックの明細
が、ディスク上の個々のトラックの明細だけでなく、複数のディスクのどのディ
スクに情報が格納されているかということも含む。
【００１９】 個々のデータ・ブロックを認定するために、アドレスは、ディスク（いくつか
の「プラッタ」で構成されていてもよい）の明細、ディスク（あるいは「シリン
ダ」）内のトラックの明細、ヘッドの明細（あるいはプラッタのどれがその「デ
ィスク」からなっているか）、およびトラック内の特定のデータ・ブロックの明
細を含んでもよい。トラック内のデータ・ブロックの位置の明細は、例えばトラ
ック上に現われる３番目のデータ・ブロックである、オフセットとしてアドレス
が指定されてもよい。したがって、ｄｄｃｃｃｃｈ：オフセットというアドレス
は、ディスクｄｄ、シリンダｃｃｃｃ、ヘッドｈ、および明示されたオフセット
といったように、ブロックを明示してもよい。しかしながら、本発明で用いられ
る物理ストレージ装置は、何等かの他のジオメトリで作成されてもよいし、何等
かの他の方法でアドレス指定されてもよいし、異なるタイプのストレージ・メカ
ニズムでさえ構成してもよい。
【００２０】 図２Ｂは、抽象化の最上位レベル（アプリケーション・レベル）と実際の物理
ストレージ・レベル間のマッピングの一例を示す。アプリケーション・レベルの
ファイル２００は可視的な情報を含む。この情報は、従来のファイルの形をして
おり、一連のビットを含む。
【００２１】 アプリケーション・レベルのファイルが物理ストレージ上にマッピングされる
場合、アプリケーション・レベルのファイルは、例えばセグメント２０３のよう
な、個々のビットのセグメントに変換されてもよい。したがって、アプリケーシ
ョン・レベルのファイル２０３のセグメントは実際の物理ストレージ装置２０４
〜２０６上にマッピングされる（例えば図１を参照しながら上で記述された一般
的なマッピング構造に従って）。この例において、アプリケーション・レベルの
ファイル２００中の２０３のビットの第１セグメントは、物理ストレージ装置２
０４の一部２０８で、物理ストレージ装置２０４上にマッピングされる。図２Ｂ
で示されるように、アプリケーション・レベルのファイル２００中のビットから
なる個々のセグメントは、複数の実際の物理ストレージ装置中のいかなる場所に
マッピングされてもよい。ビットからなるセグメントの細分度（例えば、セグメ
ント２０３）は、さまざまな異なるレベルのうちの１つに対応しているかもしれ
ない。例えば、セグメントの細分度は５１２バイトのデータ・ブロックでもよい
。別の実施例では、細分度が、物理ストレージ装置２０４〜２０６の１つのトラ
ックに格納されるデータ量に対応してもよい（物理ストレージ装置がディスクド
ライブである場合）。
【００２２】 図２Ｃは、６つのデータ・ブロックあるいは論理ブロック・エレメント２７ａ
〜２７ｆを含む論理オブジェクト２７の例を示す。論理オブジェクト自体は、い
かなるデータ構造やデータの集まりでもよい。例えば、論理オブジェクトは、デ
ータベース・テーブル、ファイルシステムのファイルの一部、あるいは完全なフ
ァイルシステムのファイル、あるいはその他の何等かの識別可能な論理オブジェ
クトであってよい。データ・ブロック２７ａ〜２７ｆの各々は、固定サイズのデ
ータ・ブロック、あるいはＣＫＤレコードのような可変サイズのデータ・ブロッ
クでもよい。
【００２３】 図２Ｃの例で、論理オブジェクトが物理ストレージ装置２８上に格納される。
この例において、ストレージ装置は多くの列を含み、その各々がディスクのトラ
ックを表わしている。
【００２４】 物理ストレージ装置の各行は、適用可能な列／トラック内の物理的なデータか
、あるいはブロック・エレメントを表わす。例えば、行２８ａの列２８ｂは、論
理ブロック・エレメント２７ｂに対応するデータ・ブロックを格納している。ト
ラック２８ｂは、論理ブロック・エレメント２７ａおよび２７ｂの内容を持つ物
理的なデータ・ブロックを格納しているだろう。図２Ｃから見ることができるよ
うに、論理ブロック・エレメントは物理装置上のいかなる順からでも格納される
ことができる。
【００２５】 物理ストレージ装置２８が連続的なアレイとして示されているが、これはそう
である必要はない。例えば、列２８ｂのようなトラックの各々は、異なるディス
クドライブ上に格納されてもよいし、あるいは異なるハイパー・ボリュームの一
部であってもよい。
【００２６】 図２Ａのディスク装置２４〜２６のような物理ディスク装置のアレイを含むシ
ステムでは、各装置が、特定の物理装置上に格納されたデータのエラー検知およ
び（または）データ修正を一般的に実行する。従って、それぞれの個々の物理デ
ィスク装置は、提供すべき有効なデータをいつ持っていないかを検知し、可能な
らばエラー修正を行う。しかしながら、物理装置上に格納されたデータに対して
、エラー修正が許可される場合でさえ、装置の突発的な故障は、データの回復不
能な損失という結果に終わるだろう。
【００２７】 従って、余分のストレージを含むストレージ・システムが設計された。回復を
可能にするやり方でディスク上にデータを格納するさまざまな方法が発達した。
多くのそのような方法が、ミネソタのＲＡＩＤ諮問委員会のセントピーターによ
って出版されたディスク・アレイ技術の原典であるＲＡＩＤブック（１９９６年
２月の第５版）に記述されている。これらのシステムは「ＲＡＩＤ」ストレージ
・システムを含む。ＲＡＩＤはＲｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙ ｏｆ Ｉｎｄ
ｅｐｅｎｄｅｎｔ Ｄｉｓｋｓの略語である。
【００２８】 図３Ａは、ＲＡＩＤシステムに余剰情報を格納するための１つの技術を示す。
この技術の下では、複数の物理装置３１〜３３がデータの同じコピーを含む。し
たがって、データＭｌは物理装置３ｌの一部３１ａ、物理装置３２の一部３２ａ
、および物理装置３３の一部３３ａ上に「ミラー」（正確に模倣）されることが
できる。この場合、複写されたデータ３１ａ、３２ａおよび３３ａを格納する、
物理的なディスクの集まった部分は、「ミラー・グループ」と呼ばれてもよい。
データＭ１がミラーされる場所の数は、一般的にデータの回復不可能な損失に対
して防衛したいレベルに依存して選択される。
【００２９】 ミラー・グループでは、そのコピーが「リンク」されている。すなわち、１つ
のミラーへのいかなる更新もグループ内の他のそれぞれのミラーに更新をもたら
す。
【００３０】 図３Ａは、例えば単一のストレージ・システム装置内に隣接して置かれている
ように見える３つの物理装置３１〜３３を示す。しかしながら、非常に敏感なデ
ータについては、ミラーされたデータを保持する物理装置の１つ以上が遠隔の設
備に置かれてもよい。
【００３１】 「ＲＡＩＤ１」は、データをミラーすることによってデータ余剰を行う一例で
ある。ＲＡＩＤｌアーキテクチャでは、例えばストレージ・システムの性能を改
善するために、いかにデータをアクセスしたり更新すべきかを決定するために、
多くの異なるメカニズムが使用されてもよい。どんな場合も、ＲＡＩＤ１アーキ
テクチャは、失われたデータを回復する能力を確かに持っている。残念なことに
、ＲＡＩＤｌアーキテクチャは、ミラー・グループに含まれる「ミラー」の数だ
け、物理ストレージ装置のコストを増加させる。
【００３２】 図３Ｂは、加えられるストレージが少なくて済む解決法を示す。図３Ｂでは、
データがストレージ箇所３４ａ〜３４ｄに格納される。特にこの例では、物理装
置３３が３５ａ、３５ｂにパリティ情報Ｐ１を含む。パリティ情報は、データの
対応するビットの単純な排他的論理和（ＸＯＲ）によって生成される。したがっ
て、パリティ情報Ｐ１は、データＤ１およびデータＤ２の対応するビットを排他
的に論理和することにより生成されるだろう。
【００３３】 物理装置上にそのパリティ情報を割り当てるための、さまざまなメカニズムが
知られている。図３Ｂの中で示される例では、パリティ情報のすべてが単一の物
理装置３３上に格納されている。他のケースでは、パリティ情報が物理装置を越
えて割り当てられてもよい。
【００３４】 図４は、与えられたディスク・アレイ内で、データのすべてが同じ余剰規則に
従う必要はないという概念を示す。図４で、物理装置４０〜４２上のストレージ
・セグメントの第１グループが、ミラー・グループ４４を形成している。ミラー
・グループ４４では、１つの論理ボリューム（ＨＶ−Ａ）の全内容が、異なる３
つの物理装置４０〜４２上にミラーされている。
【００３５】 図４では、４６に示されるように、１つの仮想ボリュームがいかなる余剰情報
も持たずに、第４物理装置４３上に格納されている。 最終的に、４つの物理装置４０〜４３のすべての上にあるデータ・セグメント
の最後のグループ４５が、パリティ余剰スキームを実行している。特にこの例に
おいて、４７ａと４７ｂで示されるように、パリティ情報は、異なる２つの物理
装置４２〜４３上のメモリ・セグメントに格納されている。
【００３６】 図４のストレージ・システムは、破局的な故障からの回復をも可能にする、遠
隔の設備に置かれたデータのミラーの使用を含み、エラーからの回復を可能にす
る余剰情報を持つ。
【００３７】 図５は、本発明のある側面に従って使用され、あるいは適応されてもよい、さ
らなるバックアップ・システムの１つを示す。図５では、コンピュータまたはク
ライアント５０がストレージ・システム５２を使用して、その操作を行う。クラ
イアント５０は、サン・マイクロシステムズから利用可能であるＳｏｌａｒｉｓ
オペレーティング・システム（Ｕｎｉｘの１つのバージョン）を実行するネット
ワーク・クライアント、ＨＰ−ＵＸを実行するＨＰクライアント（Ｕｎｉｘオペ
レーティング・システムのＨｅｗｌｅｔｔ−Ｐａｃｋａｒｄバージョンを実行す
るＨｅｗｌｅｔｔ−Ｐａｃｋａｒｄクライアント）、あるいはＡＩＸオペレーテ
ィング・システム（ＵｎｉｘのＩＢＭバージョン）やそれに関連するオペレーテ
ィング・システムを備えた他のシステムを実行するＩＢＭクライアントといった
ような、従来のいかなるコンピューティング・システムであってもよい。ストレ
ージ・システム５２は、上で記述されたＳｙｍｍｅｔｒｉｘストレージ・システ
ムを含む従来のいかなるストレージ・システムでもよい。クライアント５０は、
ネットワーク５６を通して、他の多くの装置と接続されてもよい。
【００３８】 バックアップ・ストレージ・システム５４もまた、ネットワーク５６に取り付
けられる。バックアップ・ストレージ・システム５４は、データをストレージに
しまい、そのストレージからデータを回復させるためのシステムと共に、バック
アップ・ストレージ装置（ディスクドライブ、テープ・ストレージ装置、あるい
は他のいかなるストレージ・メカニズムであってもよい）を含む。
【００３９】 バックアップを実行するために、クライアント５０は、ネットワーク５６を介
してストレージ・システム５２からのデータを、バックアップストレージ・シス
テム５４にコピーする。この処理は図１を参照して、非常に詳しく説明されるこ
とができる。ストレージ・システム５２は図１の実際の物理ストレージ装置１６
に相当するだろう。クライアント５０が、ネットワーク５６を介してバックアッ
プ・データをバックアップ・ストレージ・システム５４に書き込むには、クライ
アント５０はまずバックアップ・データをファイル・データに変換する。つまり
、物理ストレージ・システム・レベル１６からデータを得て、論理ボリューム・
マネージャ・レベル１４、ファイルシステム・レベル１２、およびアプリケーシ
ョン・レベル１０を通して、データをアプリケーション・レベルのフォーマット
（例えば、ファイル）に変換する。したがって、実際のデータ・ファイルは、ネ
ットワーク５６を介してバックアップ・ストレージ装置５４に伝えられてもよい
。バックアップ・ストレージ装置５４がデータ・ファイルを受け取ると、バック
アップ・ストレージ・システム５４はアプリケーション・レベル１０のデータ・
ファイルを取得することになり、それがバックアップ・ストレージ・システムに
とって適切なファイルシステム・レベル１２のフォーマットに変換され、その後
、論理ボリューム・マネージャ・レベル１４を通して変換され、物理ストレージ
装置１６に格納される。
【００４０】 データをバックアップするこの方式は、「論理−論理」バックアップと呼ばれ
てもよい。すなわち、論理データがバックアップ・ストレージ装置５４上にバッ
クアップされる。バックアップされるデータは、物理ストレージ・システム・レ
ベル１６でストレージ・システム５２上に物理的に格納される方法から独立して
、またクライアント５０上のファイルシステム・レベルのメカニズムからも独立
して、またバックアップ・ストレージ装置５４上にデータがどう格納されるかと
いうことからも独立して、提供される。
【００４１】 ＥＤＭユーザ・ガイド（ネットワーク）「基本ＥＤＭマニュアル（Ｂａｓｉｃ
ＥＤＭ Ｍａｎｕａｌ）」を含む、ＥＭＣから利用可能な多数の出版物に記述
されているように、ＥＤＭ（ＥＭＣデータ・マネージャ）製品ラインは、ネット
ワーク上で論理−論理バックアップを行う能力を持つ。
【００４２】 図６は、本発明に従ってさらに使用されてもよい、データをバックアップのた
めの代案となる構造を表す１つの実施例を示す。図６の実施例で、直接接続６０
はストレージ・システム５２とバックアップ・ストレージ・システム５４との間
でなされる。この実施例でのバックアップ・ストレージ・システムは、一般的に
ＥＭＣデータ・マネージャに記述されるようなシステムでよく、その本はマサチ
ューセッツ州ホプキントンのＥＭＣ社から利用可能である１９９７年１２月改訂
版ＣのＰ／Ｎ２００−１１３−５９１のＳｙｍｍｅｔｒｉｘ接続ユーザ・ガイド
（Ｓｙｍｍｅｔｒｉｘ Ｃｏｎｎｅｃｔ Ｕｓｅｒ Ｇｕｉｄｅ）である。直接
接続６０はＳＣＳＩケーブル、あるいは１本以上のファイバ・チャンネル・ケー
ブルのような高速データ・チャンネルでよい。このシステムでは、ユーザは、ネ
ットワーク５６を通してデータをバックアップしてもよいし、直接接続６０を通
して行ってもよい。
【００４３】 本発明の方法および装置が、上記のシステムや概念を参照しながら、そして関
連する技術を説明しながら記述されているが、これは制限するものではない。本
発明はより広いアプリケーションを持つ。本発明のある側面は、いかなるストレ
ージ・システムに適用されてもよい。従って、本発明は添付される特許請求の範
囲によってのみ制限される。
【００４４】 復元処理およびバックアップ処理が論理レベルでなされようが、物理レベルで
なされようが、従来技術でのバックアップはバックアップ用の完全なファイル（
あるいはある場合には、全パーティションといったようなことすらある）をコピ
ーすることを要求する。図６のシステム上のデータをバックアップしたり復元す
る方法は、係属中で、一般に所有された米国特許出願番号０９／０５２，５７９
の発明者としてＪｏｈｎ ＤｅｓｈａｙｅｓおよびＭａｄｈａｖ Ｍｕｔａｌｉ
ｋの名が付けられ１９９８年３月３１日にファイルされた題名「コンピュータ・
ストレージ・システムにおける物理バックアップからの論理復元（Ｌｏｇｉｃａ
ｌ Ｒｅｓｔｏｒｅ Ｆｒｏｍ Ｐｈｙｓｉｃａｌ Ｂａｃｋｕｐ Ｉｎ Ａ
Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓｔｏｒａｇｅ Ｓｙｓｔｅｍ）」に記述されており、それ
は参考としてその全体がここに組み入れられる。
【００４５】 図７は、図６のストレージ・システム５２として使用されてもよいストレージ
・システム７０を示す。クライアント５０はチャンネルまたはバス７１を使用し
て、ストレージ装置に接続されてもよい。クライアント５０との通信のためのチ
ャンネルは、スモール・コンピュータ・システム・インターフェース（ＳＣＳＩ
）あるいはエンタープライズ・システム・コネクション・アーキテクチャ（ＥＳ
ＣＯＮ）のような適切な接続であればいかなるものでもよい。図７のストレージ
・システム７０の中には１つの通信チャンネル７１だけが示されているが、他の
チャンネルが含まれてもよい。（本発明の方法および装置は、図６のストレージ
・システム、および図７の物理ストレージ・システム（そしてそれに関連する機
能や方法）に関して記述されているけれども、このことに制限されるものではな
い。本発明はより広いアプリケーションを持つ。本発明のある側面はいかなるス
トレージ・システムに適用されてもよい。） ストレージ・システム７０内に、ホスト・アダプタ７２がある。特にこの実施
例では、ホスト・アダプタ７２は、仮想ディスク構造（例えば、ファイルシステ
ムや論理ボリューム・マネージャのレベルからの）に基づくホスト・コンピュー
タ（例えば、クライアント５２あるいはバックアップ・ストレージ・システム５
４）からの読み出し書き込みリクエストを管理し、ストレージ・システム７０の
実際の物理ストレージ装置７６ａ〜７６ｄ上にどのようにデータを格納させるか
ということに対応する１つ以上のリクエストに翻訳する役割を担っている。した
がって、この実施例では、ホスト・アダプタ７２は、図２のアレイ管理ソフトウ
ェア２３の機能のうちの少なくともいくつかを実行している。ホスト・アダプタ
７２は、メインプロセッサやユーザ定義ハードウェアの使用を含め、たくさんあ
る方法のうちのいずれのやり方で実装されてもよい。さらに、多数のホスト・ア
ダプタが、ストレージ・システム７０に対して追加のＩ／Ｏチャンネルを持たせ
るために含まれてもよい。
【００４６】 ホスト・アダプタ７２は、バス７３を使用して、ストレージ・システム７０の
他のコンポーネントと交信する。バス７３はＳＣＳＩ、ＥＳＣＯＮ、およびその
他のバス・プロトコルの使用を含む適切ないかなる通信エレメントでもよい。
【００４７】 物理ストレージ装置７６ａ〜７６ｄへのアクセスは、ディスク・アダプタ７５
ａ〜７５ｄの使用を通して制御される。さらにディスク・アダプタ７５ａ〜７５
ｄは、メインプロセッサーあるいはユーザ定義ハードウェアを用いて、実装され
ることができる。図７に示された実施例では、ディスク・アダプタがそれぞれの
物理ストレージ装置に対して用意されている。もちろんディスク・アダプタには
、１つ以上のストレージ装置を取り付けることができる。さらに、ディスク・ア
ダプタには、別のディスク・アダプタの物理ストレージ装置への第２の接続が含
まれていてもよい。このことは、第２のディスク・アダプタへその機能を移すこ
とにより、１つのディスク・アダプタの故障からの復帰を可能にする。
【００４８】 図７の実施例では、ディスク・アダプタ７５ａ〜７５ｄを通して物理ストレー
ジ装置７６ａ〜７６ｄへ読み取り書き込む作業が、キャッシュ７４を使用するこ
とで促進される。キャッシュ７４は、ディスクドライブより大きな速度を持つラ
ンダム・アクセス・メモリでもよい。データを読み取る場合、データがキャッシ
ュに一時的に格納されているなら、読み取り要求は、キャッシュ７４からデータ
をとることによって、より迅速に達成させることができる。同様に、データを書
き込む場合、書き込まれるべきデータがキャッシュに格納されることが可能であ
る。データが、キャッシュから適切な物理ストレージ装置に書き込まれている間
も、システムの他のコンポーネントは続行することができる。
【００４９】 キャッシュを実装し管理するために、さまざまなメカニズムのうちのどれが使
用されてもよい。そのようなメカニズムの例は、１９９６年７月１６日に発効さ
れた米国特許番号５，５３７，５６８の題名「キャッシュ・インデックスを維持
し、連続データ・アクセスを制御するキャッシュ・マネージャをダイナミックに
制御するためのシステム（Ｓｙｓｔｅｍ ｆｏｒ ｄｙｎａｍｉｃａｌｌｙ ｃ
ｏｎｔｒｏｌｌｉｎｇ ｃａｃｈｅ ｍａｎａｇｅｒ ｍａｉｎｔａｉｎｉｎｇ
ｃａｃｈｅ ｉｎｄｅｘ ａｎｄ ｃｏｎｔｒｏｌｌｉｎｇ ｓｅｑｕｅｎｔ
ｉａｌ ｄａｔａ ａｃｃｅｓｓ）」という米国特許の中に含まれている。同様
に、書き込みは、さまざまなメカニズムや方法のうちのどれを使用し、キャッシ
ュを通して遂行されてもよい。キャッシュから書き込むための１つのメカニズム
は、キャッシュに書き込まれるべきデータを格納し、「書き込み保留」ビットに
マークを付けておくことである。書き込み保留ビットに出くわすと、適切なデー
タがディスクに書き込まれることができる。この技術は、１９９４年８月２３日
に発効された米国特許番号５，３４１、４９３の題名「電源故障中の書き込み保
護を備えたディスク・ストレージ・システム（Ｄｉｓｋ ｓｔｏｒａｇｅ ｓｙ
ｓｔｅｍ ｗｉｔｈ ｗｒｉｔｅ ｐｒｅｓｅｒｖａｔｉｏｎ ｄｕｒｉｎｇ
ｐｏｗｅｒ ｆａｉｌｕｒｅ）」に概ね記述されている。
【００５０】 キャッシュは１つ以上の領域に分割されてもよい。例えば、キャッシュは、物
理ストレージ装置７６ａ〜７６ｄから読み取られ書き込まれるデータを格納する
ために、領域７４ａを含んでもよい。キャッシュはさらに「メールボックス」領
域７４ｂを含んでもよい。メールボックス領域７４ｂは、ディスク・アダプタ７
５ａ〜７５ｄ間とホスト・アダプタ７２との交信を促進するために使用されても
よい。例えば、各ディスク・アダプタが、メールボックス７４ｂ内にそれ自身の
領域を持っていてもよい。ディスク・アダプタ７５ａ〜７５ｄの各々は、状態お
よび他の情報を交信するために、適切なメールボックス領域７４ｂからの情報を
供給するか読み取ることができる。
【００５１】 さらにリモート・アダプタ７８が、ストレージ・システム７０のバス７３に取
り付けられてもよい。リモート・アダプタは、遠隔のデータ設備（ＲＤＦ）と交
信するために、例えばミラー余剰グループを維持管理するための別のストレージ
装置との接続のために使用されてもよい。ＲＤＦリンクの１つの方式および実装
の方法は、ＥＭＣ社から利用可能である１９９５年６月改訂版ＢのＰ／Ｎ２００
−９９９−５５４のＳＹＭＭＥＴＲＩＸ遠隔データ設備製品マニュアル（ＳＹＭ
ＭＥＴＲＩＸ Ｒｅｍｏｔｅ Ｄａｔａ Ｆａｃｉｌｉｔｙ Ｐｒｏｄｕｃｔ
Ｍａｎｕａｌ）を含む、さまざまな出版物に記述されている。さらにＲＤＦ実施
例は、米国特許番号５，５４４，３４７（Ｙａｎａｉ）に記述されており、参考
としてその全体がここに組み入れられる。しかしながら本発明が、ＲＤＦの使用
あるいはＳＹＭＭＥＴＲＩＸディスク・アレイを使用するシステムに制限される
のではなく、多数の他のタイプのストレージ・システムのいかなるものでも使用
されることができることが認識されるべきである。
【００５２】 サービス・プロセッサ７７は、ストレージ・システム７０のバス７３に連結さ
れてもよい。サービス・プロセッサ７７は、サービス・プロセッサ７７を使用す
るオペレータが、ストレージ・システム７０のコンポーネントのコンフィギュレ
ーションを行い、設備の診断と維持管理を行ったり開始できるように、ディスプ
レイ、キーボード、およびその他のＩ／Ｏ装置を含んでもよい。
【００５３】
【課題を解決するための手段】
本発明の１つの実施例に従って、あるコンピュータ・システムが開示される。
この実施例に従って、そのコンピュータ・システムは、少なくとも１つのホスト
・コンピュータを持つホスト・ドメインを含む。コンピュータ・システムはさら
に、そのホスト・ドメインに連結されたストレージ・ドメインを含むが、それは
複数の第１次ストレージ装置、第２次ストレージ装置、および第１次ストレージ
・ノードと第２次ストレージ・ノードを連結するスイッチド・ネットワークから
なる。
【００５４】 本発明の別の実施例に従って、ホスト・コンピュータの各々が異なるプラット
フォームを構成する複数のホスト・コンピュータを含むコンピュータ・システム
が開示される。さらにそのコンピュータ・システムは、複数の第１次ストレージ
装置を含み、その各々がホスト・コンピュータの少なくとも１つと結び付く。シ
ステムはさらに複数の第１次ストレージ装置と連結された第２次ストレージ装置
を含み、その第２次ストレージ装置はホスト・コンピュータのそれぞれからバッ
クアップ・データを受け取るように構成される。
【００５５】 本発明の別の実施例に従って、第１次ストレージ・ノードから第２次ストレー
ジ・ノードまでデータを転送する方法が開示される。この実施例に従って、第２
次ストレージ・エレメントにデータを転送するために、第１次ストレージ・エレ
メントの１つから第２次ストレージ・エレメントへの接続が自動的に確立される
。データは、第１接続を通して、第１次ストレージ・エレメントから第２次スト
レージ・エレメントに直接転送される。
【００５６】 本発明の別の実施例に従って、コンピュータ・システムのストレージ・エレメ
ントからデータのコピーを送る方法が開示される。この実施例に従って、データ
は、まず抽象ブロック・セットに定式化される。抽象ブロック・セットが伝達さ
れる。この実施例および他の実施例では、定式化するステップと伝達するステッ
プが、順次あるいは同時に実行されてもよい。
【００５７】 本発明の別の実施例に従って、論理オブジェクトを格納する方法が開示される
。この実施例に従って、論理オブジェクトは抽象ブロック・セットへ定式化され
格納される。
【００５８】 本発明の別の実施例に従って、ストレージ装置が開示される。この実施例に従
って、ストレージ装置は、メモリ、およびメモリから抽象ブロック・セットに伝
達するための手段を含む。
【００５９】 本発明の別の実施例に従って、第２次ストレージ・システムが開示される。こ
の実施例に従って、第２次ストレージ・システムは、第２次ストレージ媒体、お
よび第２次ストレージ媒体上に抽象ブロック・セットを格納するための手段を含
む。
【００６０】 本発明の別の実施例に従って、論理オブジェクトを格納する、コンピュータで
読取り可能な媒体が開示される。この実施例に従って、その媒体は、その各々が
論理オブジェクトからのデータの一部を読取り可能な媒体上に格納している複数
のデータ・ブロックと、論理オブジェクト中のデータ・ブロックの順番を識別す
るために読取り可能な媒体上に格納されるメタデータ・セグメントとを含む。
【００６１】 本発明の別の実施例に従って、論理オブジェクト用のバックアップを生成する
方法が開示される。この実施例に従って、以前以来、変化したことがある論理オ
ブジェクトのデータ・ブロックが識別される。識別されたデータ・ブロックは、
差分の抽象ブロック・セットとして格納される。
【００６２】 本発明の別の実施例に従って、ストレージ装置が開示される。この実施例に従
って、ストレージ装置は、メモリと、以前以来、変化のあったデータ・ブロック
を識別するための手段と、差分の抽象ブロック・セットをメモリから伝達するた
めの手段を含む。
【００６３】 本発明の別の実施例に従って、更新された抽象ブロック・セットを作成する方
法が開示される。この実施例に従って、全体の抽象ブロック・セットが提供され
る。差分の抽象ブロック・セットがさらに提供される。全体の抽象ブロック・セ
ットと、差分の抽象ブロック・セットが、更新された抽象ブロック・セットを作
成するために結合される。
【００６４】 本発明の別の実施例に従って、論理オブジェクトの更新されたバックアップを
作成する方法が開示される。この実施例に従って、論理オブジェクトの第１バッ
クアップが提供される。さらに論理オブジェクトの差分のバックアップが提供さ
れるが、その差分のバックアップは第１バックアップが作成されて以来、変化の
あった複数のバックアップ・データ・ブロックを含む。そのバックアップ・デー
タ・ブロックが第１バックアップに加えられ、そして更新されたバックアップの
中のデータ・ブロックの順番を識別するメタデータが、加えられる。
【００６５】 本発明の別の実施例に従って、第２次ストレージ装置が開示される。この実施
例に従って、ストレージ装置は第２次ストレージ媒体、および全体の抽象ブロッ
ク・セットを作成するために第１バックアップと差分の抽象ブロック・セットを
結合するようにプログラムされたコントローラを含む。
【００６６】 本発明の別の実施例に従って、論理オブジェクトをコピーする方法が開示され
る。この実施例に従って、コンピュータ・ストレージ装置のストレージ・セグメ
ント一式から、論理オブジェクトの少なくとも１つの物理ブロックからのデータ
を含むセグメントが識別される。識別されたストレージ・セグメントがコピーさ
れる。この実施例に従って、コピーされたストレージ・セグメントの少なくとも
１つは、複数の物理データ・ブロックを含む。したがって、ストレージ・セグメ
ントのサイズは、個々の物理データ・ブロックのサイズと必ずしも同じではない
。
【００６７】 本発明の別の実施例に従って、論理オブジェクトのバックアップを作成する方
法が開示される。この実施例に従って、バックアップ・セグメント一式が受け取
られるが、その各々のバックアップ・セグメントは、論理オブジェクトの少なく
とも１つの物理ブロックを含む。受け取られたストレージ・エレメントが格納さ
れるが、ストレージ・セグメントの少なくとも１つは、複数の物理データ・ブロ
ックを含む。
【００６８】 本発明の別の実施例に従って、論理オブジェクトのバックアップ・コピーを格
納するコンピュータで読取り可能な媒体が開示される。この実施例に従って、複
数のデータ・セグメントが読取り可能な媒体上に格納されるが、それぞれのデー
タ・セグメントは論理オブジェクトの少なくとも１つのデータ・ブロックを含み
、データ・セグメントの少なくとも１つは、複数の論理データ・ブロックを含む
。さらにこの実施例は、データ・セグメント中の論理オブジェクトのデータ・ブ
ロックを識別するために、読取り可能な媒体上に格納されているメタデータ・セ
グメントを含む。この実施例では、データ・セグメントは、例えば複数の固定サ
イズのブロックを含むトラックであってもよい。
【００６９】 本発明の別の実施例に従って、コンピュータ・ストレージ・システムが開示さ
れる。この実施例に従って、システムは、それぞれが少なくとも１つのデータ・
ブロックを格納する複数の物理ストレージ・セグメント（１つの実施例では、そ
れは１つのトラックである）を含むコンピュータ・ストレージ装置を含む。さら
にシステムは、ストレージ・エレメントの一式から、論理オブジェクトの少なく
とも１つの物理ブロックを含むストレージ・セグメントを識別するための手段と
、識別されたストレージ・セグメントを伝達するための手段とを含む。
【００７０】 本発明の別の実施例に従って、時間の固定されたある一点で論理オブジェクト
をバックアップする方法が開示される。この実施例によって、論理オブジェクト
の論理データ・ブロックを含むストレージ・セグメントの一式が識別される。こ
れらのストレージ・セグメントは、論理オブジェクトに現われるストレージ・セ
グメントあるいは論理データ・ブロックの順序がバラバラのまま、バックアップ
・ストレージ装置にコピーされる。コピーをしているステップの間に、論理オブ
ジェクトの物理ブロックを含んでいるストレージ・セグメントが修正されようと
しているなら、そのストレージ・セグメントが直ちにバックアップされる。この
実施例および他の実施例で、ストレージ・セグメントはデータ・ブロックの大き
さに一致していてもよい（しかし必要はない）。
【００７１】 本発明の別の実施例に従って、コンピュータ・ストレージ・システムが開示さ
れる。この実施例に従って、システムは、複数のストレージ・セグメントを持つ
コンピュータ・ストレージ装置を含む。さらにシステムは、論理オブジェクトあ
るいは論理データ・ブロックを含むストレージ・セグメントの一式を識別する手
段と、論理データ・ブロックおよび論理オブジェクトの順序と無関係に、その識
別されたストレージ・セグメントをコピーする手段と、ストレージ・セグメント
の物理ブロックが修正されようとしている場合は、直ちにバックアップ・ストレ
ージ装置にストレージ・セグメントをコピーする手段とを含む。
【００７２】 本発明の別の実施例に従って、第１次ストレージ装置に論理オブジェクトをコ
ピーする方法が開示される。この実施例に従って、論理オブジェクトのコピーが
提供される。第１次ストレージ装置中のメモリの物理ブロックが、論理オブジェ
クトを格納するために割り当てられる。第１次ストレージ装置の物理ブロックへ
論理オブジェクトをコピーするためのデータ・ブロックのマップが作成される。
データ・ブロックはマップに基づいて、物理ブロックにコピーされる。
【００７３】 本発明の別の実施例に従って、第１次ストレージ装置に論理オブジェクトをコ
ピーする方法が開示される。この実施例に従って、論理オブジェクトの抽象ブロ
ック・セット・コピーが提供される。メモリの物理ブロックが、論理オブジェク
トを格納するために第１次ストレージ装置の中に割り当てられる。論理オブジェ
クトをコピーするためのデータ・ブロックが、第１次ストレージ装置の物理ブロ
ックにマッピングされ、そしてそのデータ・ブロックがマッピングに基づいて物
理ブロックにコピーされる。
【００７４】 本発明の別の実施例に従って、コンピュータ・ストレージ装置が開示される。
この実施例に従って、装置は複数の物理データ・ブロックを含むメモリを含む。
さらに装置は、一式の物理データ・ブロックに向けてなされるデータ・ブロック
のマッピングに基づいて、抽象ブロック・セットのデータ・ブロックを物理デー
タ・ブロックへ格納するための手段を含む。
【００７５】 本発明の別の実施例に従って、論理オブジェクトをコピーする方法が開示され
る。この実施例に従って、論理データ・ブロックを含むストレージ・セグメント
の一式が識別される。ストレージ・セグメントは論理データ・ブロックに一致し
ていてもよいし、あるいは異なるサイズでもよい。識別されたストレージ・セグ
メントは、論理オブジェクト中の論理データ・ブロックの順序とは無関係に、第
２次ストレージ装置にコピーされる。
【００７６】 本発明の別の実施例に従って、論理オブジェクトをコピーする方法が開示され
る。この実施例によって、論理オブジェクトの論理データ・ブロックを含むスト
レージ・セグメントの一式が識別される。識別されたストレージ・セグメントは
、並行して第２コンピュータ・ストレージ装置にコピーされる。メタデータは、
論理オブジェクト中の識別されたストレージ・セグメントに格納されたデータの
順序を識別するために提供される。
【００７７】 本発明の別の実施例に従って、複数の論理ブロックを含む論理オブジェクトを
バックアップする方法が開示される。この実施例に従って、第１と第２のバック
アップ媒体が提供される。１つの実施例では、各バックアップ媒体はデジタル・
ストレージ・テープである。論理ブロックが、並行して第１と第２のバックアッ
プ媒体に書き込まれる。
【００７８】 本発明の別の実施例に従って、第２次ストレージ装置が開示される。この実施
例に従って、第２次ストレージ装置は、複数のストレージ・コンポーネントと、
並行してそのストレージ・コンポーネントに抽象ブロック・セットの部分を書き
込むための手段とを含む。
【００７９】 本発明の別の実施例に従って、論理オブジェクトを復元する方法が開示される
。この実施例に従って、論理オブジェクトのコピーの第１と第２の部分が提供さ
れる。第１の部分に格納されたデータ・ブロック、および第２の部分に格納され
たデータ・ブロックが、並行して読み取られる。論理オブジェクトは読み取られ
たデータ・ブロックから復元される。
【００８０】 本発明の別の実施例に従って、第２次ストレージ装置が開示される。この実施
例に従って、第２次ストレージ装置は、複数のストレージ・コンポーネントから
並行してデータを読み取るための手段と、読み取られたデータを抽象ブロック・
セットとして別の装置に提供するための手段を含む。
【００８１】 上記の開示された発明および実施例の各々は、有益であり、別々に独立して適
用されてもよいし、一緒に適用されてもよい。本発明の１つの側面の説明は、本
発明の他の側面について制限するものではない。
【００８２】
【発明の実施の態様】
図５および図６に示されたアーキテクチャは、ストレージのためのネットワー
ク・モデルに焦点を合わせたもの、あるいは「ネットワーク中心の」システムと
して眺められてもよい。そのようなシステムでは、データ・トランスファの焦点
となるのは、ネットワークを介しての論理データの移動である。さらに、ストレ
ージ・システム５２およびバックアップ・ストレージ・システム５４が、一般的
に、単一のクライアントあるいはホスト５０のアーキテクチャと結び付けられる
。
【００８３】 その代案となるモデルは、クライアントあるいはホスト・ドメインと、ストレ
ージ・ドメインの分離に焦点を合わせたものである。 図８は、ストレージ・ドメインからホスト・ドメインを分離するシステムの一
例を示す。図８では、多くのホスト・コンピュータ８０が、エンタープライズ・
ホスト・ドメイン８０ａに含まれる。ホスト・コンピュータは、コンピュータ、
オペレーティング・システム、データ管理アプリケーションからなるいかなるタ
イプのものでもよい。例えば、１つのホスト・コンピュータ８０は、ＨＰ−ＵＸ
オペレーティング・システムを実行するヒューレット・パッカード９０００コン
ピュータ・システムでもよい。別のホスト・コンピュータ８０はＳｏｌａｒｉｓ
オペレーティング・システムを実行するＳｕｎＳｐａｒｋステーションでもよい
。ホストと、オペレーティング・システムと、適用されるデータ管理アプリケー
ションの組み合わせは、「プラットフォーム」と呼ばれる。ホスト・コンピュー
タ８０の各々は、ストレージ・ネットワーク８９と接続する異なるプラットフォ
ームを構成してもよい。
【００８４】 エンタープライズ・ホスト・ドメイン８８のホスト・コンピュータ８０は、ネ
ットワーク上に接続されてもよい。他のいかなる形式のネットワークが用いられ
てもよいけれども、このネットワークはスイッチング・ノード８１を含んでもよ
い。
【００８５】 図８の実施例では、ホスト・コンピュータ８０は、ネットワークを通してエン
タープライズ・ストレージ８９に連結されるか、第１次ストレージ・ノード８２
に直接連結される。第１次ストレージ・ノードは、ホスト８０によって使用され
る著しい量のデータを蓄えることができるメモリ装置である。例えば、図７に関
連して上で記述されたようなＳｙｍｍｅｔｒｉｘシステムは、第１次ストレージ
・ノードとして使用されてもよいが、これは制限するものではない。
【００８６】 図８の実施例では、各ホスト・コンピュータが、そのホスト・コンピュータ用
の主ストレージ装置として使用するために、第１次ストレージ・ノード８２の小
集合に連結される。例えば、ホスト・コンピュータ８０ａは、第１次ストレージ
・ノード８２ａに直接つながれている。ホスト・コンピュータ８０ａは、非常に
大きなデータベースへのアクセスといったような、ほとんどそのメモリ集約的な
機能に対して、第１次ストレージ・ノード８２ａに依存してもよい。
【００８７】 第１次ストレージ・ノード８２は、さらにネットワークを通して共に連結され
てもよい。図８の例では、ネットワークはリンク８５およびスイッチ・ネットワ
ーク８４を含む。スイッチ・ネットワーク８４は、例えば、ファイバー・チャン
ネル・ネットワークでもよい。リンク８５はＥＳＣＯＮライン上のＲＤＦリンク
でもよい。
【００８８】 第１次ストレージ・ノード間のネットワークは、２つの目的を果たしてもよい
。ネットワークは、第１次ストレージ・ノード間のデータの伝送を許してもよい
。例えばホスト８０ａによって操作され、第１次ストレージ・ノード８２ａに格
納されるデータベースは、ホスト８０ｂによって使用されるように、第１次スト
レージ・ノード８２ｂに伝送されてもよい。エンタープライズ・ストレージ・ネ
ットワーク（リンク８５あるいはスイッチング・ネットワーク８４を使用して）
を介してデータベースを伝送することによって、ホスト８０ａ、８０ｂおよびエ
ンタープライズ・ホスト・ドメイン・ネットワーク中の利用可能な帯域幅を保存
することができる。
【００８９】 エンタープライズ・ストレージ・ネットワーク８９は、さらに第２次ストレー
ジ・ノード８７を含んでもよい。第２次ストレージ・ノードは、バックアップ機
能、階層的ストレージ管理、仮想ディスク、およびその他の機能のために使用さ
れてもよい。したがって、第２次ストレージ・ノード８７はテープ・ストレージ
・ユニット８３につながれてもよい。第２次ストレージ・ノード８７は、第１次
ストレージ・ノード８２からテープ・ストレージ・ユニット８３に格納されたテ
ープへ、データの高度な伝送がなされるよう調整するだろう。（他の実施例は第
２次ストレージ装置用に追加のあるいは代わりの媒体を使用するかもしれない） 図９は、本発明の１つの実施例の１つの側面によって構築されたコンピュータ
ー・ネットワークの１つの実施例を示す。この実施例では、エンタープライズ・
ホスト・ドメイン９７が提供される。エンタープライズ・ホスト・ドメイン９７
はさまざまなホスト・コンピュータ９０ａ〜９０ｅを含む。ホスト・コンピュー
タは、異なるプラットフォーム、およびメモリ中のデータにアクセスし格納する
ことに対応する、異なるメカニズムを含んでもよい。例えば、ホスト・コンピュ
ータ９０ａはヒューレット・パッカードＨＰ９０００コンピュータである。ホス
ト・コンピュータ９０ｃはＳｏｌａｒｉｓオペレーティング・システムを実行し
てもよいＳｕｎＳｐａｒｋステーションである。ホスト・コンピュータはネット
ワーク９６を介して互いに交信してもよい。そのようなネットワークは、コンピ
ュータを接続するためによく知られ適用される、多くのコンピューター・ネット
ワークのうちの１つであればよい。
【００９０】 図９の実施例では、各ホスト・コンピュータ９０ａ〜９０ｅが第１次ストレー
ジ・ノード９２ａ〜９２ｃに接続される。この実施例では、各々の第１次ストレ
ージ・ノード９２ａ〜９２ｃは、図７に関連して上で記述されたようなＳｙｍｍ
ｅｔｒｉｘメモリ・システムのような、反復キャッシュ・ディスク・アレイであ
るが、これは制限するものではない。したがって、例えば、ホスト・コンピュー
タ９０ａは、第１にストレージ・ノード９２ａと接続する。同様に、ホスト・コ
ンピュータ９０ｂは、そのデータの第１資源として第１次ストレージ・ノード９
２ａを使用する。
【００９１】 図９の実施例では、ホスト・コンピュータ９０ａが、高速ファイバー・チャン
ネル９ｌａを通して第１次ストレージ・ノード９２ａに接続される。しかしなが
ら、ホスト９０ｂは、標準のＳＣＳＩ接続を通して第１次ストレージ・ノード９
２ａに接続される。ホスト９０ａと９０ｂの各々は、同じ第１次ストレージ・ノ
ード９２ａにつながれる。第１次ストレージ・ノード９２ａ〜９２ｃにホスト・
コンピュータ９０ａ〜９０ｅを接続するために、他のメカニズムが使用されても
よい。例えば、どのホスト・コンピュータでも、第１次ストレージ・ノード９２
ａ〜９２ｃのうちのどれに対してもアクセスできるように、完全なスイッチド・
ネットワークが使用されることができるだろう。
【００９２】 さらに第１次ストレージ・ノード９２ａ〜９２ｃの各々は、ネットワークを使
用して、共に連結されてもよい。図９の例では、第１次ストレージ・ノード中の
ただ一つのリンクが、ＥＳＣＯＮリモート・データ・ファシリティ（ＥＳＣＯＮ
「ＲＤＦ」）リンク９３ｇである。そのようなリンクは、データを伝送するため
、あるいはオン・ラインか周期的に更新されるミラーとしてデータのミラーを維
持管理するために使用されてもよい。そのようなリンクが、参考としてその全体
がここに組み入れられる米国特許番号５，５４４，３４７（Ｙａｎａｉ）で記述
されるように、実装されてもよい。第１次ストレージ・ノード９２ａ〜９２ｃの
各々は、他のメカニズムを使用して、共に連結されてもよい。例えば、第１次ス
トレージ・ノード９２ａ〜９２ｃの各々を完全に接続するために、ＲＤＦリンク
が使用されることができるだろう。代案として、そのネットワークが、第１次ス
トレージ・ノード９２ａ〜９２ｃ間のデータ操作を支援するために十分に高速で
あることが当然であると想定すると、スイッチド・ネットワークが使用されるこ
とができるだろう。
【００９３】 さらに図９の実施例中のストレージ・ネットワーク９８は、第２次ストレージ
・ノード９４を含む。第２次ストレージ・ノードは、バックアップ（そして他の
）機能のために使用され、例えばテープ・ライブラリ９５へ情報を格納し、そし
てそこから情報を復元するために使用される。
【００９４】 図９の実施例では、第１次ストレージ・ノードの各々が、第２次ストレージ・
ノード９４に接続されるか、あるいは接続可能（ネットワークによって）である
。この例において、第１次ストレージ・ノード９２ｂおよび９２ｃは、上で記述
されるように実装されてもよいＲＤＦリンク（それぞれ９３ｃと９３ｄ）を各々
が使用して、第２次ストレージ・ノード９４に連結される。
【００９５】 第１次ストレージ・ノード９２ａは、（示されていないが、他の第１次ストレ
ージ・ノードと一緒に）スイッチド・ネットワークを通して第２次ストレージ・
ノード９４に接続されるが、それはシステムの各々が第２次ストレージ・ノード
９４にアクセスすることを可能にするだろう。
【００９６】 遠距離間のデータの高速転送を可能にするＲＤＦ（あるいは他のもの）リンク
を使用するなら、第１次ストレージ・ノード９２ａ〜９２ｃ、および第２次スト
レージ装置９４は、物理的に遠く離れて設置されていてもよい。
【００９７】 もちろん、他の形態および他のメカニズムが、本発明の範囲を逸脱せずに、使
用されてもよい。 コンピュータのアプリケーションの多くは、今やシステムが計算を実行する能
力よりも、メモリにより多く注目している。例えば、非常に大きなデータベース
へのアクセスが、コンピュータにとって非常に重要で価値あるアプリケーション
となった。
【００９８】 過去において、コンピュータ・システムの焦点は、それぞれの関連するメモリ
を持つホスト・コンピュータを相互に連結させることや、あるいは、単一のメモ
リへのネットワーク・アクセスを提供することにあった。この焦点はホスト・コ
ンピュータおよびネットワーク資源を要求する。
【００９９】 しかしながら、ストレージ中心のモデルでは、コンピュータ・システムのスト
レージ・コンポーネントが等しく重要な地位に上げられる。そのようなモデルで
は、システムのストレージ・コンポーネントが、ホスト・ドメインからのより少
ない関与で、互いに作用し合うことができる。例えば、１つ以上の第１次ストレ
ージ・ノードを横断したミラーリングを可能にすることが望ましいかもしれない
。同様に、データ・オブジェクトが、１つの第１次ストレージ・ノードから別の
第１次ストレージ・ノードにコピーされる必要があるかもしれない。さらなるレ
ベルのバックアップが望まれるところでは、第１次ストレージ・ノードはさらに
バックアップの目的のために第２次ストレージ・ノードにデータを転送してもよ
い。同様に、第１次ストレージ・ノードは、復元するために第２次ストレージ・
ノードからデータを受け取ってもよい。ストレージ中心のモデルでは、そのよう
なシステムの中の資源集約的な機能のうちのいくつか、あるいはすべてが、ホス
ト・ドメインから取り除かれてもよい。このモデルに続くある実施例は、ホスト
・ドメイン資源を保護し、メモリの拡張性を増大させ（ホスト・ドメイン資源へ
の作用に大きな問題を与えずに、ストレージ・ドメインを増やすことによって）
、そしてホスト・ドメインにおけるホストの特定プラットフォームへの依存を減
少させることができる。
【０１００】 図１０は、そのような１つのシステムの中で、データがどのようにして移動さ
れるかを非常に基本的なレベルで示す。ステップ１００で、コピーか、バックア
ップか、復元される必要のある物理エレメント（例えば、データ・ブロック）が
、識別される。ステップ１０２で、それらの物理的なエレメントが転送される。
【０１０１】 例えば、コピーについては、コピーされようとしている物理エレメントが、ス
テップ１００で識別される。さらに、そのエレメントがコピーされようとしてい
るロケーションが、識別される。第１次ストレージ・ノード間のコピーに対して
は、これにロケーションからのコピーと、ロケーションへのコピーとを識別する
ことが含まれてもよい。バックアップについては、これにロケーションからのコ
ピーを識別することが含まれるが、テープやその他のバックアップ・ストレージ
・エレメントのどれが、バックアップ・データを受け取るかを決めることのよう
に単純なことであるだろう。
【０１０２】 第１次ストレージ・ノード間のコピーについて、識別されたコピー元のロケー
ションから、識別されたコピー先のロケーションへ、物理エレメントが転送され
る。バックアップについては、物理エレメントがテープにコピーされる。（テー
プが第２次ストレージとして言及されているが、これは制限するものではない。
他のいかなるストレージ媒体が使用されてもよい。） しかしながら、ステップ１００は非常に複雑になることがある。多くの場合、
第１次ストレージ・ノードの全内容をコピーすることは望ましくない。むしろ、
第１次ストレージ・ノード中の物理エレメントの部分集合だけが、コピーされる
必要があるかもしれない。一例として、図９の第１次ストレージ・ノード９２ａ
に格納されたデータベースをバックアップすることを考えてみる。このデータベ
ースは、第１次ストレージ装置９２ａに格納された総データのうちの単に小さな
部分を占めているだけかもしれず、また実際に、主としてホスト・コンピュータ
９０ｂによってアクセス可能だが、ホスト９０ａが読み出すことすらできないか
もしれない極めて大きなセグメントのデータがあるかもしれない（なぜならホス
ト・コンピュータ９０ｂが９０ａとは異なるプラットフォームなので）。
【０１０３】 要するに、第１次ストレージ・ノード内に格納された論理オブジェクトをバッ
クアップすることが望ましいかもしれない。この場合、ステップ１００は、９２
ａからコピーされる必要のある物理エレメントを識別するために、第１次ストレ
ージ・ノード９２ａの中の物理エレメント上に論理オブジェクトをマッピングす
ることを要求する。図２Ｃに関して上で記述されるように、これらの物理エレメ
ントは、第１次ストレージ装置内の異なるロケーションに置かれていてもよい。
【０１０４】 ステップ１０２は同様に複雑になるかもしれない。第１次ストレージ装置中の
物理エレメントがすべて識別された後でさえ、単に物理エレメントを転送するだ
けでは不十分である。コピーかバックアップされた論理オブジェクトが、受入れ
第１次ストレージ・ノードにつながれたホスト・コンピュータによって読み取ら
れるよう、物理エレメント間の関係が保存されている必要があるかもしれない。
物理エレメントに論理オブジェクトをマッピングし、それらの物理エレメント間
の論理関係を保存するために使用する１つのメカニズムが、以下に説明される。
これは本発明の他の側面に関して制限するものではない。
【０１０５】 どんな場合も、コンピュータ・ストレージ装置のストレージ中心のモデルでは
、データ転送処理（例えば、図１０に示されるもの）の多くが、ストレージ・ネ
ットワーク内で、つまりホスト・ドメインからの資源を要求せずに、実行される
ことが可能であることが望ましいかもしれない。従って、ネットワーク中の第１
次ストレージ・ノードおよび第２次ストレージ・ノードはデータ転送処理の側面
を取り扱えるだけの十分な知能を持っていてもよい。例えば、第１次ストレージ
・ノードは、それらの物理エレメントが第１次ストレージ装置内の異なるロケー
ションに格納される場合でさえ、論理オブジェクト中の識別された物理エレメン
トの転送を、最低限、管理する能力があってもよい。コンピュータ・システムの
ストレージ中心のモデルでは、ストレージ・ドメイン内の第１および第２次スト
レージ・ノードの中の資源を使用して、データ転送機能のうちのいくつか（ある
いは、ある場合にはできるだけ多く）が実行されるようにすることが望ましいか
もしれない。
【０１０６】 コンピュータ・システムは、ストレージ・ドメイン内のストレージの操作を管
理するために、ストレージ管理アプリケーション（ＳＭＡＰＰ）を含んでもよい
。図１１ＡおよびＢを参照して下に記述されるように、ＳＭＡＰＰは、ホスト・
コンピュータ上か、第１次ストレージ・ノード上か、別個のストレージ・コント
ローラ上か、あるいはこれらのいくつかの組み合わせの中で、ソフトウェアを用
いて実装されることができる。
【０１０７】 ストレージ管理アプリケーションは、３つの主要コンポーネント、つまり管理
コンポーネント、サーバ・コンポーネント、およびクライアント・コンポーネン
トを使用して、実装されることができる。
【０１０８】 管理コンポーネントは、バックアップの環境設定、バックアップの制御と監視
、およびストレージ・ドメインのコピー工程を制御する。さらに管理コンポーネ
ントは、例えばどのテープまたは複数のテープが、特定の各々の論理オブジェク
トのバックアップを含んでいるかということを含めて、ストレージ・システム内
の論理オブジェクトのコピーのロケーションを追跡する。
【０１０９】 サーバ・コンポーネントは、テープのマウンティングとディスマウンティング
、オープニングとクロージング、テープの読み取りと書き込み、および他のメモ
リ媒体の行為といったようなメモリ処理のハードウェア機能を制御する。
【０１１０】 ＳＭＡＰＰのクライアント・コンポーネントは、情報源のバックアップあるい
はコピーの操作や識別を取り扱う。例えば、クライアント・コンポーネントは、
適用可能な論理オブジェクト（例えば、ファイルシステム、ファイルあるいはデ
ータベース）の識別と、どのようなオペレーティング・システム・レベル（ある
いは論理ボリューム・マネージャ・レベル）の物理エレメントが含まれているか
を判定する役割を担う。（上で記述されるように、マッピングの追加層がストレ
ージ・ドメイン内の第１次ストレージ・エレメント１１１で実行されてもよい。
例えば、第１次ストレージ・エレメント１１１が上で記述されるようなＳｙｍｍ
ｅｔｒｉｘ製品である場合、識別された物理トラックが第１次ストレージ・エレ
メント１１１内に再度マッピングされてもよい。） 図１１Ａは、ホスト・ドメインおよびストレージ・ドメインを持つコンピュー
タ・システムの一部の一例を示す。その例では、一台のホスト１１０だけがホス
ト・ドメインの中に示される。さらに、３つのコンポーネントだけがストレージ
・ドメインの中に示される。これらは第１次ストレージ・エレメント１１１（そ
れは、例えばＳｙｍｍｅｔｒｉｘディスク・アレイでもよい）、第２次ストレー
ジ・エレメント１１２、およびテープ・ライブラリ・ユニット１１３である。上
で記述されるように、追加のストレージ・エレメントが、ネットワークによって
連結されて、含まれてもよい。単純にするために、図１１Ａの例は、ホスト、第
１次ストレージ・エレメント、第２次ストレージ・エレメントという３つの異な
るストレージ・レベルを持つそれぞれの中から１つだけを示す。
【０１１１】 図１１Ａの例では、ストレージ管理アプリケーション（ＳＭＡＰＰ）１１４が
、主としてホスト・コンピュータ１１０上に常駐している。したがって、ホスト
・コンピュータは、コピー、バックアップ、復元（また他のもの）操作の管理を
可能にするアプリケーション・プログラミング・インタフェース（ＡＰＩ）を含
むだろう。さらに、ホスト１１０上のストレージ管理アプリケーションｌ１４は
、サーバ・コンポーネント１１５ｂを含む。かさねて、ホストは、サーバ操作の
管理を可能にするＡＰＩを含むだろう。最後に、ストレージ管理アプリケーショ
ン１１４は、この例において、クライアント・コンポーネント１１５ｃを含む。
クライアント・コンポーネントは、論理オブジェクトを識別し操作する役割、お
よび論理オブジェクトを包含する物理エレメントを識別する（オペレーティング
・システムか論理ボリューム管理レベル・ビューから）役割を担うだろう。
【０１１２】 単純にするために、第１次ストレージ・エレメント１１１から第２次ストレー
ジ・エレメント１１２にバックアップを実行する操作が、記述されるだろう。同
様の工程が、ネットワーク中の第１次ストレージ・エレメント間でミラーリング
あるいはコピーを行う機能を設定するために適用されるだろう。
【０１１３】 この例において、第１次ストレージ・エレメントはＳＭＡＰＰインターフェー
ス１１６ａを含む。同様に、第２次ストレージ・エレメント１１２はＳＭＡＰＰ
インターフェース１１６ｂを含む。図１１Ａに示される実施例中の第１次ストレ
ージ・エレメント１１１から第２次ストレージ・エレメント１１２への論理オブ
ジェクトのコピーが、以下のように進行してもよい。最初に、「仮想回線」ある
いは「接続」が、第１次ストレージ・エレメント１１１と第２次ストレージ・エ
レメント１１２の間で設定される。これは、第２次ストレージ・エレメント１１
２に第１次ストレージ・エレメントをつなぐネットワーク（例えば第１次ストレ
ージ・エレメント１１１と第２次ストレージ１１２間の単一のＲＤＦリンクを含
めて）を通して確立される仮想回線でよい。ノード間の物理的な接続を確立する
ことに加えて、仮想回線は、その確立された接続を通して、一連のデータ（例え
ば、論理オブジェクトからなる）をコピーするためのセッションを識別する。
【０１１４】 したがって、ホスト・コンピュータ１１０上のＳＭＡＰＰ１１４上の管理コン
ポーネント１１５ａは、第２次ストレージ・エレメント１１２との仮想回線を確
立するよう第１次ストレージ・エレメントに命じることにより、バックアップ・
セッションを開始してもよい。その後、仮想回線の実際の設立は、第２次ストレ
ージ・エレメント１１２のＳＭＡＰＰインターフェース１１６ｂと共同して、第
１次ストレージ・エレメント１１１のＳＭＡＰＰインターフェース１１６ａによ
って実行されてよい。
【０１１５】 ホスト・コンピュータ１１０のクライアント・コンポーネント１１５ｃは、バ
ックアップ用の論理オブジェクトを識別する。その後、クライアント・コンポー
ネント１１５ｃは、物理エレメントのオペレーティング・システム（あるいは論
理ボリューム・マネージャ・レベル）セットにその論理オブジェクトをマッピン
グする。このマッピングは１ステップで実行されてもよい。その後、ＳＭＡＰＰ
インターフェース１１６ａを通して交信されるように、ホスト１１０のクライア
ント・コンポーネント１１５ｃは、第１次ストレージ・エレメント１１１にコピ
ーするためのエレメントを識別してもよい。
【０１１６】 ホスト１１０のサーバ・コンポーネント１１５ｂは、テープ・ライブラリー・
ユニット１１３の適切なテープを識別しマウントするだろう。特にこの例では、
サーバ・コンポーネント１１５ｂは、第１次ストレージ・エレメント１１１のＳ
ＭＡＰＰインターフェース１１６ａを通して、第２次ストレージ・エレメント１
１２のＳＭＡＰＰインターフェース１１６ｂにこれらのコマンドを渡すことで、
そのコマンドを実行し、そうしてテープをマウントする。
【０１１７】 バックアップ処理の実際の実行は、ホスト・ドメインのホスト１１０によるそ
れ以上の制御無しで（いくつかの実施例における、工程のモニタリング、および
、例えばテープ・ドライブにおけるテープの交換といったバックアップ媒体の管
理を除いて）、進行してもよい。第１次ストレージ・エレメント１１１は、識別
された物理セグメントを第２次ストレージ・エレメント１１２にコピーしてもよ
い。
【０１１８】 図１１Ｂは、本発明に従ったコンピュータ・システムのストレージ・ドメイン
を制御するための代案となる構造を示す。この例において、ストレージ・ネット
ワーク・コントローラ１１８ａは、ネットワーク１１９を通して、ホスト１１０
、第１次ストレージ・エレメント１１１、および第２次ストレージ・エレメント
１１２に接続される。このネットワークは、例えばＴＣＰ／ＩＰプロトコルに従
ったものでよい。ストレージ・ネットワーク・コントローラ１１８ａは、必要な
機能を遂行できるどのようなハードウェアでもよいし、あるいはハードウェアと
ソフトウェアの組み合わせでもよい。例えば、ストレージ・ネットワーク・コン
トローラ１１８ａは、ＳＭＡＰＰ機能を実行するための適切なアプリケーション
・ソフトを備えた、ＷｉｎｄｏｗｓＮＴオペレーティング・システムを実行して
いるコンピュータでもよい。
【０１１９】 この例では、ＳＭＡＰＰソフトウェアの重要な部分が、ストレージ・ネットワ
ーク・コントローラ１１８ａ上に常駐している。それで、ストレージ・ネットワ
ーク・コントローラ１１８ａのＳＭＡＰＰ１１８ｂは、管理コンポーネントおよ
びサーバ・コンポーネントを含む。したがって、ストレージ・ネットワーク・コ
ントローラ１１８ａは、ハードウェアおよび媒体の管理をホスト・コンピュータ
１１０と無関係に、実行することができる。
【０１２０】 この例では、ホスト１１０はクライアント機能を実行するためにＳＭＡＰＰ１
１７を含む。したがって、論理から物理へのマッピングが、ホスト・コンピュー
タ１１０によって、ホスト・ドメインの中でなお実行される。ＳＭＡＰＰ１１７
のクライアント・コンポーネントは、論理オブジェクトを識別する役割と、論理
から物理へのマッピングを実行する役割を担っているので、これは実用的な配置
であると言える。論理から物理へのマッピングは、特定のホスト・プラットフォ
ームに依存し、必然的にそのホストは必要なマッピングを実行することができる
エレメントを持つ。
【０１２１】 しかしながら、他の実施例では、クライアント・コンポーネントはストレージ
・ネットワーク・コントローラ１１８ａか、あるいは１つ以上のプラットフォー
ムに対して論理から物理へのマッピングを遂行できる別個の装置内に含まれる。
これが終わると、コピーとバックアップ目的のためのデータの識別と転送が、ホ
スト・ドメインから完全に分離して実行されることができる。しかしながら、多
くのシステムでは、ホスト・コンピュータ上でのメモリ・マッピング・メカニズ
ム（クライアント・コンポーネント）を使用することがより効率的だろう。
【０１２２】 ＳＭＡＰＰソフトウェアには、これ以外の配置が可能である。例えば、ＳＭＡ
ＰＰソフトウェアのコンポーネントは、ストレージ・ドメインの第１次ストレー
ジ・エレメント、ホスト・ドメインの第２次ストレージ・エレメントか複数のエ
レメント、あるいはそのいくつかの組み合わせを横断して割り当てられてもよい
。
【０１２３】 図１２は、図１１Ａおよび１１Ｂで示されるようなシステムに従った論理オブ
ジェクトを転送する方法の１つの実施例を示す。ステップ１２０で、仮想回線が
確立される。上で記述されるように、これは、そこからコピーされるエレメント
（例えば、第１次ストレージ・エレメント）と、そこへコピーされるストレージ
・エレメント（例えば、第２次ストレージ・エレメント）間の物理的な接続を確
立することに相当するだろう。さらに、このステップ１２０は、その接続を通し
てコピーを実行するためのセッションの確立に相当する。上で記述されるように
、仮想回線の確立と管理は、ホスト・コンピュータ、ストレージ・ネットワーク
・コントローラ、あるいは他の装置上に常駐するＳＭＡＰＰコンポーネントによ
って、実行されることができる。
【０１２４】 ステップ１２１で、そこからコピーされる物理エレメントを識別するために、
論理オブジェクトがマッピングされる。バックアップを実行するために、これは
、アプリケーション・レベルの識別された論理オブジェクトを、ストレージ・レ
ベルの物理エレメント一式に、マッピングすることに相当するだろう。
【０１２５】 テープから復元するために、これはテープ上のメモリのセグメントの論理ロケ
ーションを識別することに相当するだろう。テープが論理ビット・ファイルを含
んでいる場合、このステップは簡単である。いかなる実際のマッピングもなされ
る必要がない。下に記述される抽象ブロック・セットのような他の環境では、テ
ーブルあるいは他の構造が、物理エレメントの部分を論理オブジェクト中のそれ
らの順序にマッピングしたものを識別してもよい。論理レベルから物理レベルへ
の実際のマッピングは、バックアップの時に実行され、保存されてもよい。
【０１２６】 ステップ１２２で、物理エレメントへの更新が止められる。例えば、データベ
ースが第１次ストレージ・エレメントからテープにバックアップされる場合、バ
ックアップが時間のある一点に対応できるように、論理オブジェクトの更新が止
められるべきである。もちろん、そのコピーがバックアップ・テープから第１次
ストレージ・エレメントになされる場合は、物理エレメントの更新を止めるのは
かなり単純である。というのは、復元中、物理エレメントが読み出されている間
は、テープは書き込まれないはずであるからである。１つの実施例では、コピー
処理中の物理エレメントの更新を止めるために、下に記述される同時コピーの方
法が使用されてもよい。
【０１２７】 ステップ１２３で、コピー先のメモリが管理される。第１次ストレージ・エレ
メントからテープへのバックアップについて、これは適切なテープをマウンティ
ングしたりディスマウンティングすること、さらにテープ・ライブラリやカタロ
グ情報を管理すること、さらに適切なテープのヘッダとトレーラを書き込むこと
に相当するだろう。情報が別の第１次ストレージ・エレメントにコピーされてい
る場合、これは、そこへコピー中である第１次ストレージ・エレメントの受入れ
物理エレメントの管理に相当するだろう。さらに、それによって、情報を受け取
るための適切なストレージ・ドメインを用意することが必要になるだろう。
【０１２８】 ステップ１２４で、実際の物理エレメントがコピーされる。通常のデータ・フ
ァイルが２つのホスト・コンピュータ間のアプリケーション・レベルに送られる
場合のように、そのコピーは論理オブジェクトに対して適切な順序で行われても
よい。バックアップのコンテクストでは、そのような１つのシステムが、米国特
許出願番号０９／１０７，６７９に記述されており、その全体がここに組み入れ
られる。これに代わる実施例では、物理データ・ブロックが、論理オブジェクト
中の物理エレメントの正確な順序を識別する、適切なメタデータと一緒に、順序
に関係なくコピーされてもよい。この種のシステムの実施例は下に記述される。
【０１２９】 ステップ１２５で、メモリからのコピーにおいて、論理オブジェクトの物理エ
レメントの更新の中止が解除され、論理オブジェクトの更新が許可される。バッ
クアップは完了し、物理エレメントは更新中止から解除されてよい。
【０１３０】 最後に、ステップ１２６で、仮想回線が閉じられてもよい。論理オブジェクトを抽象ブロック・セットへ変換 上で記述されるように、論理オブジェクトのデータ・ブロックをストレージ・
エレメントへ渡す少なくとも２つの異なる方法がある。１つの論理オブジェクト
として順番にブロックを転送する方法（ホスト・コンピュータ間のネットワーク
を通して行われるような）と、純粋に物理的にコピーする方法（データ間の論理
的な関係を保存しなくてよい）である。これらの可能性の各々は長所と損失を持
つ。例えば、順番に論理オブジェクトの各データ・ブロックをコピーすることは
、データ・ブロックの関係を保存する。その反面、順番にブロックをコピーする
ことは、ストレージ・エレメントが連続してデータ・ブロックを取り出すか、さ
もなければ、書き込むためにコピー処理の一部として、データ・ブロックをソー
トすることになるので、遅延という結果になるかもしれない。他方、物理エレメ
ントを純粋にコピーすることは、未使用の物理エレメントがコピーされるので、
不必要に遅くなることがある。さらに、コピーされるデータ・ブロック間の論理
的な関係が失われるかもしれない。
【０１３１】 もっと完全に下で記述されるように、代案は抽象ブロック・セット構造を使用
することである。この種の構造は上で記述されるようなストレージ・ネットワー
ク・アーキテクチャにおいて有用なだけでなく、より大きな適用の可能性がある
。例えば、抽象ブロック・セット概念は、論理オブジェクトが１つのストレージ
・エレメントから別のストレージ・エレメントにコピーされる、すべてのシステ
ム中で使用されるかもしれない。さらにテープ・ドライブのような第２次ストレ
ージ装置にデータをバックアップし復元するために使用される時、抽象ブロック
・セットは特に有利に使用されることができる。
【０１３２】 抽象ブロック・セットは、任意の順でデータ・ブロックをストレージ・保存す
ることを可能にする。抽象ブロック・セットは、それらのエレメントの順序に関
する情報を含む。
【０１３３】 図１３は、抽象ブロック・セットの一例を示す。そのアプリケーション透視図
から、論理オブジェクト１３０は多くのデータ・ブロック１３０ａ〜１３０ｆを
含む（図１３は図解だけの目的であり、通常、論理オブジェクトは本質的にもっ
と多くのデータ・ブロックを含んでいるかもしれない）。論理オブジェクト１３
０中のラベルＡ〜Ｆによって示されるように、そのデータ・ブロックは論理的な
関係あるいは順序を持つ。
【０１３４】 図２Ｃを参照して上で概要が記述されたように、論理オブジェクトは物理メモ
リ１３１に格納される。各列は、１つのトラックと見なされてもよく（これは制
限されるものではないが）、各行はそのトラック内のブロックの１つの行として
見なされてもよい。図２Ｃおよび１３の中で示されるように、論理データ・ブロ
ックは物理メモリ１３１の全体にわたって散在してもよい。
【０１３５】 抽象ブロック・セット１３２は、データ・ブロック１３０ａ〜１３０ｆから構
築されるだろう。抽象ブロック・セット１３２では、データ・ブロックが、論理
オブジェクトに現われるのと同じ順序で必ずしも格納されない。この例では、そ
れらはランダムか疑似ランダムの順である。（実際問題として、データ・ブロッ
クの順序は、データ・ブロックが物理ストレージ１３１に格納される方法を反映
するかもしれない。例えば、データ・ブロックＡおよびＢが１つのトラック上に
格納される場合、それらは、その同じトラックに現われる順に抽象ブロック・セ
ット１３２に恐らく読み取られ書き込まれるだろう。図１３に示される抽象ブロ
ック・セット１３２は、図解のためだけのものである。） 論理データ・ブロックが抽象ブロック・セット１３２の中で順序通りになって
いないので、データ・ブロック１３２ａ〜１３２ｆだけを与えられた論理オブジ
ェクトを再構成することは不可能であるかもしれない。
【０１３６】 従って、抽象ブロック・セット１３２はメタデータ１３３を含む。メタデータ
は論理データ・ブロックが論理オブジェクト１３０に現われるように、論理デー
タ・ブロックの順序を再構成するためのメカニズムを提供する、すべての記録情
報である。
【０１３７】 図１３の例では、メタデータ１３３が、物理エレメント・ロケーションの付い
た論理ブロック・エレメントの順番（ＬＢＥＬのラベルの付いた列）を含む。し
たがって、論理ブロック・エレメント１は、物理メモリ１３１の中のその論理デ
ータ・ブロックのアドレス（物理エレメント・アドレス）に対応するメタデータ
を持つ。１３３に示されたメタデータを使用して、格納された抽象ブロック・セ
ット１３２の中に格納されたデータ・ブロック１３２ａ〜１３２ｆの各々は、対
応する物理アドレスを備えたラベルを含む必要があるだろう。したがって、例え
ば、論理オブジェクト１３０の一番目の論理データ・ブロック１３０ａのロケー
ションを見つけるために、メタデータ１３３を調べれば、一番目の抽象ブロック
・セット（メタデータ１３３の第１列に示されるように）が物理アドレスＡＤＤ
Ｒ−Ａを持つことが判るだろう。その後、適切なブロックが見つかるまで、デー
タ・ブロック１３２ａ〜１３２ｆの物理アドレス（データ・ブロック１３２ａ〜
ｆ内に現われる物理アドレス）を調べることによって、抽象ブロック・セット１
３２の中にこのデータ・ブロックを見つけることができるだろう。
【０１３８】 もちろん、メタデータのために使用されることのできる、さまざまな他のフォ
ーマットがある。一例として、物理アドレス以外のラベルが使用されることがあ
るだろう。別のフォーマットとして、メタデータ１３３は、抽象ブロック・セッ
ト１３２の中での論理ブロックエレメントの順番を単に記述することもできるだ
ろう。この場合、メタデータ１３３の第１行の第２列は、一番目の論理データ・
ブロック（Ａに対応する）が抽象ブロック・セット１３２の中では６番目のブロ
ックとして格納されていることを指し示すことができるだろう。
【０１３９】 これらの代案の各々については、メタデータ１３３の第１列は要求されない。
第２列のエレメントの順序が、論理オブジェクト１３０内でのそれらのロケーシ
ョンに対応する。つまり第１論理ブロック・エレメントのためのアドレスが、テ
ーブルの第一列に現われ、第２の論理データ・ブロックのアドレスが第２列の中
に第２エントリとして現われる。
【０１４０】 メタデータ１３４は、論理ブロック１３２と結び付くメタデータを格納する別
の方法を示す。メタデータのこのテーブルでは、第１列が抽象ブロック・セット
に現れるデータ・ブロックの順序に相当する（上記のように、行が現われる順番
がこの情報を意味するので不必要。第１行は抽象ブロック・セット中の第１ブロ
ックである）。第２列は、論理オブジェクト１３０内のデータ・ブロックの位置
を示す。したがって、メタデータ１３４の第１行の第１エントリは、抽象ブロッ
ク・セット１３２のデータ・ブロック１３２ａに相当する。これは論理オブジェ
クト１３０の第２データ・ブロック１３０ｂである。従って、第２列は、このデ
ータ・ブロック１３２ａが論理オブジェクト１３０の第２データ・ブロックであ
ることを示す「２」である。メタデータ１３４の最後の列は、物理メモリ１３１
中の当データ・ブロックの物理アドレスを提供する。
【０１４１】 １３４に示されたメタデータを使用するなら、抽象ブロック・セット１３２で
格納されるデータ・ブロックに付随させてデータ・ブロックの物理アドレス（あ
るいは他のタグ）を格納する必要はないだろう。
【０１４２】 上記のように、メタデータ１３４を使用するなら、当データ・ブロックの物理
メモリ１３１内の物理アドレスを格納することは厳密には必要ない。しかしなが
ら、これはメタデータ１３４の内に含めるべき有用な情報であるだろう。多くの
場合、復元は、情報がそこからバックアップされたのと同じメモリ・ロケーショ
ンになされるだろう。この場合、その情報が利用できなかったので、物理メモリ
１３１内のそれらのアドレスに復元することがより容易であるだろう。そうでな
ければ、復元されるデータ・ブロックにとってどれが適切なアドレスであるかを
、再び決定するために、論理から物理へのマッピング・ステップが必要とされる
かもしれない。
【０１４３】 メタデータの他のフォーマットが使用されてもよい。例えば、メタデータは、
個々のブロックに対してよりも、むしろ広がり（一続きのブロック）に対して追
跡されてもよい。
【０１４４】 図１４は、上で記述されるような抽象ブロック・セットを作成するために、論
理オブジェクトをコピーする方法の１つの実施例を示す。ステップ１４０で、論
理オブジェクトが識別される。上で記述されるように、論理オブジェクトはデー
タベース、データベースのセグメント、ファイル、あるいはファイル・システム
のような任意の論理エンティティでありうる。
【０１４５】 ステップ１４１で、論理オブジェクトの論理ブロック・エレメント、あるいは
論理データ・ブロックが識別される。上で概ね記述されたように、このステップ
が先行してもよい。
【０１４６】 ステップ１４２で、論理ブロック・エレメントが物理バックアップ・セグメン
トにマッピングされる。物理バックアップ・セグメントは、論理データ・ブロッ
クを格納する物理エレメントに相当するかもしれない。抽象ブロック・セットが
テーブル１３３で示された形式のメタデータを含むことである場合、マッピング
・ステップ１４２は、メタデータがいかなるフォーマットで格納されていても、
その情報を定式化するステップを含んでもよい。
【０１４７】 上で記述されるように、ステップ１４０〜１４２は、ストレージ管理アプリケ
ーションのクライアント・コンポーネントによって実行されてもよい。いくつか
のシステムで、これはホスト・コンピュータの資源を要求するかもしれない。
【０１４８】 コピー処理の残りは、ストレージ管理アプリケーションのクライアント・コン
ポーネントの大きな関与なしで進行してもよい。 ステップ１４４は、物理バックアップ・セグメントのすべてがコピーされたか
どうかを判定するためのものである。もしされたならば、コピー処理は、ステッ
プ１４５で完了する。
【０１４９】 物理バックアップ・セグメントのすべてがコピーされたのではないならば、用
意された次のバックアップ・セグメントがステップ１４６にコピーされる。上で
記述されるように、このコピーはステップ１４０で識別された論理オブジェクト
に現われる順序に従って実行される必要はない。
【０１５０】 図１３のテーブル１３４で示されるようなメタデータが格納されている場合、
当バックアップ・セグメントが、抽象ブロック・セットを保持している媒体にコ
ピーされた後、メタデータは更新されてもよい。これはメタデータのこの形式に
対して（であって、図１３の１３３に示された形式に対してではない）。当バッ
クアップ・セグメントが、抽象ブロック・セットを格納している媒体にコピーさ
れるまで、これは生じないかもしれない。なぜなら、その時まで、当物理バック
アップ・セグメントの見かけの順序が知られていないからである。
【０１５１】 図１５は、上で記述された第１次ストレージ・ノードのようなメモリ・システ
ムに抽象ブロック・セットを復元するための方法の１つの実施例を示す。 ステップ１５０で、抽象ブロック・セット用のメタデータが取り出される。こ
れは、図１３の１３４で示されたメタデータのような抽象ブロック・セット用の
マップの形をしていてもよいし、あるいは図１３のテーブル１３３のような、抽
象ブロック・セットに格納された個々のデータ・ブロックと結び付けられた一式
のラベルであってもよい。
【０１５２】 ステップ１５１で、論理オブジェクトを受け取るためのターゲットとなるスト
レージ装置に、メモリが割り当てられる。論理オブジェクトを受け取るために要
求されるメモリの量およびコンフィギュレーションは、抽象ブロック・セット用
のメタデータから決定されることができる。したがって、メタデータは要求され
るストレージの特性を判定するための十分な情報を含むだろう。例えば、抽象ブ
ロック・セットが固定サイズのブロックの使用を指し示す場合、論理オブジェク
トを格納するために要求されるブロック（固定サイズ）の総数は、エントリ数、
およびメタデータのテーブル数によって決定されることができるが、あるいは場
合によれば、抽象ブロック・セット用のメタデータの一部として別個に格納され
るかもしれない。
【０１５３】 ステップ１５２で、ダミーのメタデータが、論理オブジェクトが復元されるた
めに、新しく割り付けられた物理メモリのために作成される。その結果は図１３
の１３３に示されたような新しいテーブルであってもよい。
【０１５４】 ステップ１５３で、再マッピング・テーブルが作成される。再マッピング・テ
ーブルは、抽象ブロック・セットのデータ・ブロックがデータの源であることと
、物理メモリ中に割り付けられたデータ・ブロックとの関連を明示する。再マッ
ピングテーブルの例は、図１６を参照して記述される。表の形式で示されるが、
データは他の形式やフォーマットで格納されることができる。
【０１５５】 ステップ１５４で、物理バックアップ・セグメントのすべてが復元されたかど
うかが判定される。すべてが復元されたならば、復元ステップ１５５は完了する
。
【０１５６】 そうでなければ、ステップ１５６で、次の物理バックアップ・セグメントが取
り出される。ステップ１５７で、論理オブジェクトを受け取るためのロケーショ
ン、および新しく割り付けられるメモリが決定される。これは、ステップ１５３
で作成された再マッピング・テーブルを調べることにより、なされることができ
る。さらに、ステップ１５６でなされたセグメントの取り出しは、特定の順であ
る必要は全くない。データ・ブロックがランダムな順序で提供される場合でさえ
、再マッピングテーブルは、すべての論理オブジェクトの復元を可能にする。
【０１５７】 ステップ１５８で、物理バックアップ・セグメントからのデータが適切なロケ
ーションに復元される。その後、データ・ブロックがすべて適切に復元されるま
で、ステップ１５４〜１５８が継続する。
【０１５８】 図１６は、再マッピングテーブルの生成の例を示す。もちろん、メタデータが
抽象ブロック・セットに対して、どのように定式化されて格納されるかによって
、再マッピング・テーブルを生成する上での多くの変化が可能である。
【０１５９】 図１６では、メタデータ１６０が、復元のための情報源の役目を果たす抽象ブ
ロック・セットに供給される。このテーブルは、図１３のメタデータ１３３に相
当する さらに図１６は、復元された論理オブジェクトの復元された論理ブロックを受
け取る、割り付けられたメモリのためのダミーのメタデータ１６１を示す。この
実施例では、そのフォーマットが、異なるアドレス（潜在的に完全に異なるスト
レージ・エレメント上の）が提供されること以外は、メタデータ１６０のフォー
マットと同じである。したがってメタデータ１６１の第１行について、第１論理
データ・ブロックが、ＡＤＤＲ−ＡＡに明示された物理ロケーションに格納され
るべきである。
【０１６０】 これらの２つのテーブルを単純に融合（マージ）することによって、再マッピ
ングテーブル１６２ができる。再マッピングテーブル１６２は、抽象ブロック・
セットのデータから物理ロケーションを特定し、そしてその論理データ・ブロッ
クの行き先を特定する。
【０１６１】 もちろん、他のフォーマットなら、結果として他のテーブルになるかもしれな
い。例えば、再マッピング・テーブル１６２の中でいかなる物理アドレスも明示
しないことは可能だろう。再マッピング・テーブルは、そこから復元される抽象
ブロック・セット中の連続するロケーションを、受信ストレージ・エレメント上
の物理アドレスか連続するロケーションへ、単にマッピングすることができるだ
ろう。
【０１６２】 他の実施例では、メタデータ再マッピング・テーブルにおける各エントリが、
そこからそしてそこへ復元される物理メモリにおける範囲に対応してもよい。物理バックアップ・セグメントの細分度 図１３〜１６に関しての説明では、バックアップ、コピー、そして復元がデー
タ・ブロック・レベルで実行されるものとして仮定された。したがって、物理バ
ックアップ・セグメントは、データ・ブロックのサイズと大きさで一致していた
。これらは論理オブジェクトの一部であるデータ・ブロックであり、これらのデ
ータ・ブロックだけが、バックアップのためにコピーされ、そして復元された。
【０１６３】 しかしながら、物理バックアップ・セグメントの細分度が、データ・ブロック
の細分度に一致している必要はない。例えば、１つのトラックが多くの物理デー
タ・ブロックを格納してもよい。いくつかの実例では、１つのトラック内のデー
タ・ブロックのすべてが、必ず同じ論理オブジェクトの一部だとは限らない。し
たがって、４つのデータ・ブロックを格納する１つのトラックにおいて、それら
のデータ・ブロックの２つだけが、論理オブジェクトの一部であって、他の２つ
のデータ・ブロックは使用されていないか、異なる論理オブジェクトの一部であ
るかもしれない。しかしながら、論理オブジェクト中のデータのバックアップは
、物理データ・ブロック・レベルではなく、トラック・レベルで実行されてもよ
い。その結果、論理オブジェクトの一部ではない、いくつかのデータ・ブロック
を含む抽象ブロック・セットができるだろう。
【０１６４】 したがって、前の例において、物理バックアップ・セグメントのサイズは、ト
ラックのサイズと一致する。論理オブジェクトのデータを格納する、実際の物理
データ・ブロックはもっと小さく、例えば、１つのトラックの物理バックアップ
・セグメント当たり、４つのデータ・ブロックである。
【０１６５】 図１７は、物理データ・ブロックのサイズより大きい物理セグメント・サイズ
（ここではトラック）の概念を示す。図１７の例では、論理オブジェクト１７０
が、トラックを持つ物理装置上に格納されている。各トラックは３つまでのデー
タ・ブロックを保持する（この例では）。
【０１６６】 アプリケーション・レベルで、論理オブジェクト１７０は一個の連続したファ
イルとして見なされている。このファイルは、論理オブジェクト１７０内の垂直
のバーとして図１７に示される多くの論理データ・ブロックに分割されてもよい
。
【０１６７】 ファイルシステム・レベルでは、ファイルシステム・イメージ１７１が１７０
の論理データ・ブロックの各々の中に、そのデータを保持する。ファイルシステ
ム・イメージ１７１の中で示されるように、ファイルシステム・レベルでの論理
データ・ブロックの順序は、論理オブジェクト１７０内でのそれらの見かけの順
序に相当しなくてもよい。上で記述されるように、マッピング処理はファイル・
システム・イメージ１７１内でのロケーションを充当するために、論理データ・
ブロックをマッピングする。
【０１６８】 ファイルシステム・イメージ１７１は、ハイパー・ボリューム・レベルｌ７２
ａ〜１７２ｂの論理ボリュームにマッピングされてもよい。 その後、論理ボリューム１７２ａ〜ｂは、ハイパー・ボリューム１７３ｎおよ
び１７３ｏで物理ストレージ装置上に格納される。図１７に示されるように、ハ
イパー・ボリュームは物理的に隣接していなくてもよい。（もちろん、上で記述
されるように、物理ストレージ装置に論理オブジェクト１７０の論理データ・ブ
ロックをマッピングするための他の技術が可能であり、そしてそれは本発明の範
囲内にある。） 一番目のハイパー・ボリューム１７３ｎは、７つのトラック１７３ａ〜１７３
ｇを横断してデータを格納する。これらのトラックは、メモリの隣接するセグメ
ントであってもよいが、その必要はない。
【０１６９】 この例において、トラック１７３ｂ全体は、論理オブジェクト１７０の一部で
ある物理データ・ブロックを含んでいる（１つのトラック当たりに、３つのデー
タ・ブロックだけが格納されるという仮定が与えられている）。しかしながら、
トラック１７３ｄは、論理オブジェクト１７０の一部である１つのデータ・ブロ
ックだけを含んでおり、トラック１７３ｄの中の他のデータ・ブロックは、未使
用であるか、異なる論理オブジェクトに属するデータを保持しているかのいずれ
かである。さらに、ハイパー・ボリューム１７３ｎ内のトラックのいくつか、例
えば、トラック１７３ａ、１７３ｃ、および１７３ｆは、論理オブジェクト１７
０からのいかなるデータも保持していない。ハイパー・ボリュームｌ７３ｏは、
同様に、論理オブジェクトからのデータを含むいくつかのトラックと、含まない
いくつかのトラックを保持している。
【０１７０】 物理バックアップ・セグメントの細分度が、この例におけるトラック・サイズ
に選択されるなら、バックアップ処理に関わる物理セグメントは、トラック１７
３ｂ、１７３ｄ、１７３ｅ、１７３ｇ、１７３ｉ、および１７３ｋを含むだろう
。これらのトラックは、論理オブジェクトがバックアップされる場合にコピーさ
れる物理バックアップ・セグメント・セット（ここでは、一個の「トラックセッ
ト」）を構築する。図１７の例では、物理バックアップ・セグメントの細分度が
トラックによるので、これはトラック・セットと呼ばれてもよい。
【０１７１】 したがって、論理オブジェクト１７０のバックアップのためのトラック・セッ
トは、トラック１７４ａ〜１７４ｇを含み、次いでそれは、論理オブジェクト１
７０からのデータ・ブロックを含む物理トラック１７３ａ〜１７３ｍに相当する
だろう。
【０１７２】 データ・ブロック・サイズと異なる物理バックアップ・セグメント・サイズを
使用するバックアップ処理は、一般的に図１４を参照して記述されたように、進
行することになる。しかしながら、ステップ１４２での物理バックアップ・セグ
メントの識別は、論理ブロック・エレメントの識別を含むだけでなく、例えば図
１７のトラック・セット１７４ａ〜１７４ｇのような物理バックアップ・セグメ
ント・セットを決定するために、その識別された論理ブロック・エレメントと、
それらの物理データ・ブロック・ロケーションとを使用することも含む。
【０１７３】 さらに、ステップ１４６での使用可能なバックアップ・セグメントのコピーと
は、より大きな細分度のセグメント（例えば、トラック上の単なる特定の物理デ
ータ・ブロックではなく、一個のトラック全体）のコピーを伴うだろう。図１４
でのように、物理バックアップ・セグメント（例えば、トラック）は、任意の順
でコピーされてもよい。
【０１７４】 図１７に戻って、抽象ブロック・セット・サイン（署名）・トラック１７５が
格納されてもよい。このサイン・トラックは、抽象ブロック・セット用のメタデ
ータを含む。この実施例では、抽象ブロック・セット用のメタデータの明細項目
が、抽象ブロック・セット内の特定データ・ブロックの明細や、論理オブジェク
ト１７０内でのそれらのロケーションを含んでもよい。
【０１７５】 図１８は、物理データ・ブロックのサイズより大きな物理細分度を持つ抽象ブ
ロック・セット用のメタデータの一例を示す。この例では、各データ・ブロック
のロケーションが明示される。第１列は、例えば、１番、２番、３番、４番デー
タ・ブロックといった論理オブジェクト内のデータ・ブロックの１つの明細項目
である。
【０１７６】 メタデータ１８０の第２列は、その論理オブジェクトの物理アドレスを明示す
る。この例において、その物理アドレスは、物理バックアップ・セグメント内の
どこに当データ・ブロックが位置しているかの明細を含む。例えば、この情報は
物理バックアップ・セグメント内のオフセットとして含まれていてもよい。した
がってｄｄ：ｃｃｃｃ：ｈ：オフセットというアドレスは、物理バックアップ・
セグメントの明細（ｄｄ：ｃｃｃｃ：ｈ）を含み、この例において、それはその
物理バックアップ・セグメント（トラック）内のトラックとロケーションおよび
オフセットを特定する。例えば、メタデータ１８０の第１行は論理オブジェクト
中の一番目の論理データ・ブロックに相当する。さらにそれは、特定された物理
バックアップ・セグメント・アドレスの一番目のデータ・ブロックとして、例え
ば、ただ０という物理バックアップ・セグメント（ここではトラック）の始めか
らのオフセットとしてたまたま現われる。メタデータ１８０の第２行は同じアド
レスを特定するが、１のオフセットを持つ。それは、論理オブジェクトの一番目
の論理データ・ブロックに対応するデータ・ブロックのすぐ後に続くその物理バ
ックアップ・セグメント（トラック）に現われるデータ・ブロックである。
【０１７７】 この例では、最初の２つの論理データ・ブロック（メタデータ１８０の最初の
２行）を含むトラックが、トラック内に追加の場所を持つが、そのトラックのそ
れらの追加のデータ・ブロックは論理オブジェクトの一部でないということが仮
定されてもよい。従って、トラックのその部分に対応する論理データ・ブロック
を特定する、メタデータ・テーブル１８０の中にはいかなるエントリもない。（
代案となる実施例では、もちろん、トラックのその部分がこの抽象ブロック・セ
ットにおいて未使用であることを示すエントリがなされることができるだろう。
） 図１３を参照して上で記述されたように、メタデータを格納するための他の多
くの形式およびフォーマットが適用されてもよい。
【０１７８】 データ・ブロック・サイズより大きな物理バックアップ・セグメント細分度を
持つ抽象ブロック・セットからの復元（あるいはコピー）は、図１５を参照して
概ね上で記述されたように、進行してもよい。しかしながら、ステップ１５７で
、バックアップ・セグメント内の論理データ・ブロックのロケーションが、その
バックアップ・セグメントのいくらかの部分が省略されてもよいかどうかを判定
することを含めて、識別される。ステップ１５８で、論理オブジェクトの中で現
実に使用されるデータ・ブロックだけが復元される。
【０１７９】 データ・ブロックのサイズより大きな物理バックアップ細分度の選択は、物理
バックアップ・セグメント・サイズがデータ・ブロックと同じである場合より多
くのメモリの転送を要求することになり、いくつかの未使用のデータ・ブロック
が、コピーかバックアップ処理の一部として含まれる。
【０１８０】 しかしながら、物理細分度のサイズがより大きいと、ある利点をまねくことが
ある。例えば、コピー処理でのオーバーヘッドがより小さく押さえられるかもし
れない。それはコピーに対して、より少数のセグメントを特定するだけでよいか
らである。さらに、他の資源が保護されるかもしれない。例えば、コピーされる
べき物理バックアップ・セグメントを識別する情報の格納に、需要の高いメモリ
が使用される場合、そのようなメモリがより少ししか要求されなくて済む。コピ
ーまたはバックアップ処理の間に、論理オブジェクトの物理データ・ブロックの
更新が中止される場合、データ・ブロック・レベルではなく物理バックアップ・
セグメント・レベルで更新を中止することができ、オーバーヘッドを再度減らす
ことになる。いくつかのシステムでは、このことが、更新回避の複雑さを軽減さ
せることができる。データ・ブロック・サイズと異なる物理バックアップ細分度
を使用する本発明のいくつかの実施例は、それが実行される状況およびシステム
に依存して、これらの利点のうちのいくつかあるいはすべてが達成されるかもし
れない。これらの利点のいずれも、添付される特許請求の範囲によって定義され
る本発明の範囲を制限するものではない。同時コピーあるいはスナップショット・ファシリティ 図１２を参照して上で記述されたように、本発明の１つ以上の側面を具体化す
るあるシステムが、時間の特定された一点での論理オブジェクトのコピーまたは
バックアップを可能にするだろう。これを行うために、論理オブジェクトへの更
新が、コピーかバックアップ処理の間に中止される必要がある。バックアップ処
理が完全になるまでオフ・ラインで論理オブジェクトを使用するアプリケーショ
ンを採用することを含めて、このことを実行するための多くの方法がある。本発
明のある実施例があれやこれやの技術を使用する一方で、バックアップ中にプロ
セスを継続できることは都合がよいだろう。
【０１８１】 図１９は、バックアップ中の論理オブジェクトの一部である物理データ・ブロ
ックへの更新を止めている間にバックアップを実行する方法の１つの実施例を示
す。
【０１８２】 ステップ１９１で、論理オブジェクト（あるいは、論理オブジェクトを使用し
ているシステム）が静止される。システムを静止する少なくとも２つの方法があ
る。一つの方法は、アプリケーションをオフ・ラインにし、論理オブジェクトを
オフ・ラインで更新することである。これは関連する論理オブジェクトへのそれ
以上の更新（あるいは読み取り）を阻止する。アプリケーションをオフ・ライン
にすることは、時間およびシステム有効性の損失をまねくことになるので、望ま
しいとは言えない。
【０１８３】 システムを静止させるもう一つの方法は、オン・ライン・バックアップ・モー
ドにアプリケーションを置くことである。例えば、アプリケーションがＯｒａｃ
ｌｅデータベースを使用している場合、データベースへの書き込みは、物理スト
レージ・システムに実際にデータを書き込むのではなく、やり直しログに格納さ
れることができる。アプリケーションがオン・ライン・モードに戻される時、や
り直しログに格納されている論理オブジェクトへの更新が、論理オブジェクトの
その時の最新コピーに適用されることになるだろう。
【０１８４】 ステップ１９２で、論理オブジェクトからのデータを保持している物理バック
アップ・セグメントは、コピー用の印（マーク）が付けられる。これは多くの方
法で行われてもよい。例えば、システム内の可能性のある各物理バックアップ・
セグメントに、あるビットが結び付けられてもよい。対応する物理バックアップ
・セグメントがコピーされる論理オブジェクトの一部であるなら、そのビットが
「１」にセットされてもよい。もちろん、コピー中の抽象ブロック・セットの一
部である物理バックアップ・セグメントを識別する方法が、使用されてもよい。
単なる一例として、物理バックアップ・セグメントのリストが管理されてもよい
だろう。
【０１８５】 図２０は、物理バックアップ・セグメントに結び付けられるビットを持つシス
テムの例を示す。図２０の例では、物理バックアップ・セグメントのサイズは、
縦列２８ｂのような物理メモリ２８を持つ１つのトラックである。論理オブジェ
クト２７が物理メモリ２８を横断して格納される。一連のビット２９は、物理メ
モリ２８のトラックと結び付けられる。論理オブジェクトのトラック・セットの
一部であるこれらのトラック（物理バックアップ・セグメント）に対して、１が
セットされる。このようにして、ビット・セット２９の２番目のビットは、トラ
ック２８ｂが論理オブジェクト２７のトラック・セットに含まれているという事
実を反映して、１にセットされている。もし物理バックアップ・セグメント細分
度が、１つのデータ・ブロックであったならば、ビットは、オバーヘッドが高く
なるが、各データ・ブロックに結び付けられたであろう。
【０１８６】 図１９に戻って、その論理オブジェクトを使用中のアプリケーションが、アク
ティブな状態に戻されてもよい。例えばこれが、アプリケーションをオフ・ライ
ン・モードからオンライン・モードへ戻すステップを引き起こしてもよい。アプ
リケーションがオンライン・バックアップ・モードに置かれたなら、やり直しロ
グの内のいかなるエレメントも、論理オブジェクトの更新に適用されてよい。
【０１８７】 しかしながら、バックアップされるセグメントのこのセットに含まれていた物
理バックアップ・セグメントに書き込もうとする試みは、瞬間的に止まるだろう
。そのセグメントは、書き込みがなされる前に、例えば下に記述される例証とな
る実施例に従って、コピーされるかバックアップされる。
【０１８８】 ステップ１９４で、抽象ブロック・セット内に設定されているバックアップ・
セグメントに含まれる物理バックアップ・セグメント上にヒットがあるかどうか
が判定される。もしあるならば、そのセグメントは、順番を変えて、更新がなさ
れる前にコピーがなされる。セグメントがコピーされた後、そのセグメントのマ
ークが外されてよく、それ以降の更新がそのセグメントに対して許可されてよい
。その後、抽象ブロック・セットに含まれる物理バックアップ・セグメントへの
さらなる（書き込みの試み）ヒットがある場合、ステップ１９４での処理が継続
するだろう。
【０１８９】 セグメントのコピーは、ターゲット（受入れ第１次ストレージ・エレメント、
あるいはテープのような受入れ第２次ストレージ・エレメント）に対して直接な
されてもよいし、抽象ブロック・セットのターゲットとなる目標に対して後でコ
ピーを行うキャッシュに対して、コピーがなされてもよい。
【０１９０】 コピーのために留まっている論理オブジェクトの物理バックアップ・セグメン
ト上に未処理のヒットがすべて無くなると、ステップ１９６での処理が継続して
もよい。このステップで、物理バックアップ・セグメントがすべてコピーされた
かどうかが判定される。すべてコピーされたなら、抽象ブロック・セットの構成
が完了し、処理はステップ１９７で終了してよい。
【０１９１】 もし、なされるべきコピーがさらに残っているなら、使用可能な次の物理バッ
クアップ・セグメントがステップ１９８でコピーされてよい。物理バックアップ
・セグメントが任意の順に含まれることを可能にする、抽象ブロック・セットが
使用される場合、次のセグメントの選択は、順序と無関係に、次に利用可能なセ
グメントがどれであるかに注目してよい。
【０１９２】 以前のように、セグメントがコピーされた後、それは印が付いていなくてもよ
い。従って、他の物理バックアップ・セグメントに関わるバックアップ処理が継
続中であっても、セグメントがコピーされた後は、そのセグメントに生じるいか
なる書き込みも実行されてよい。
【０１９３】 物理バックアップ・セグメント細分度が物理データ・ブロックサイズより大き
い状況で、論理オブジェクトへの書き込みと一致しない、ある書き込みが、物理
バックアップ・セグメントに生じるかもしれない。例えば、バックアップ中であ
る論理オブジェクトの中にある１つの物理データ・ブロックと、他の論理オブジ
ェクトに属する他の３つの物理データ・ブロックとを持つ、物理バックアップ・
セグメントを考えてみる。たとえバックアップ中である論理オブジェクトが更新
されていなくても、異なる論理オブジェクトに対応する物理データ・ブロックの
うちの１つへの書き込みが、物理データ・セグメントのバックアップを誘因する
ことになるだろう。
【０１９４】 そのような環境を取り扱うための１つの代案は、その書き込みが論理オブジェ
クトの一部である物理データ・ブロックへのものであるかどうかを判定するため
に、印のある物理バックアップ・セグメントへの各書き込みを検査することであ
る。この方法が本発明のいくつかの実施例の中で使用されてもよいけれども、一
方でそれは物理バックアップ・セグメントへの書き込み時に、重いオーバーヘッ
ドというペナルティを負うことになる。
【０１９５】 その代案となる実施例では、ある書き込みが、コピー中である論理オブジェク
ト内の物理データ・ブロックに対して生じようが、あるいは異なる論理オブジェ
クト内の物理データ・ブロックに対して生じようが、その物理バックアップ・セ
グメントが同じように扱われる。この代案にかかるオーバーヘッドは、特に、物
理バックアップ・セグメントが任意の順で転送されることを可能にする抽象ブロ
ック・セット内に、コピーされる物理バックアップ・セグメントが格納されてい
るシステム中で、その代案が実施されるならば、大きくないかもしれない。
【０１９６】 ほとんどの場合、物理バックアップ・セグメント細分度に基づいた物理メモリ
の部分への更新をマークし止めること、たとえば、物理バックアップ・セグメン
トのサイズとしてディスク上のトラックを使用し、さらに格納された論理オブジ
ェクトへの時期尚早の更新をマークし止めることが最も容易だろう。他の代案が
実装されてもよい。単なる一例として、ディスク・システムでは、物理バックア
ップ・セグメントとしてトラックを使用することができるだろうが、更新の予防
はデータ・ブロック・レベル（トラック・レベルではなく）でマークされ追跡さ
れるだろう。差分バックアップ 図５および図６に似たシステムは、従来通り、ユーザによって指定される論理構
成あるいはエレメント（論理オブジェクト）全体をバックアップする。例えば、
ユーザは、バックアップされるパーティションを指定してもよい。これが実行さ
れると、全パーティションがバックアップ・ストレージ・システムにコピーされ
る。同様に、ユーザはバックアップされるデータベースかファイルを指定しても
よい。この場合、全データベースかファイルがバックアップ・ストレージ・シス
テムにコピーされる。
【０１９７】 これには、究極的には不必要である重大な時間が必要となる。例えば、非常に
大きなファイルが、一時点でバックアップされるかもしれない。それから、別の
バックアップが後で実行されるかもしれない。ファイルのほとんどが、その２回
のバックアップ間で変更されていなかったかもしれない。したがって、完全なフ
ァイルの新たなバックアップを生成することは、不経済であるかもしれない。
【０１９８】 図２１は、差分バックアップを作成するための本発明の１つの実施例を示す。
差分バックアップは、コンピュータ・システムの操作中に変更されたものに基づ
いて、論理オブジェクトの部分だけをバックアップすることである。
【０１９９】 ステップ４７０で、レベル０（ゼロ）バックアップが実行される。レベル０バ
ックアップは、論理構成の完全なバックアップである。例えば、ファイルのレベ
ル０バックアップは、ファイル全体をバックアップすることである。（仮想）パ
ーティションのレベル０バックアップは、このパーティション全体をバックアッ
プすることである。したがって、レベル０バックアップは、それ以上の情報のな
い論理オブジェクトを復元するために使用されることができる。
【０２００】 ステップ４７２で、システムは、最後のレベル０バックアップからのデータの
変化を追跡する。例えば、図２Ｂを参照して、１つでも変更されていればそのデ
ータを含むセグメントが追跡されてもよい。セグメント１、３、および５が変更
されたデータを含んでいる場合、対応するビットあるいは他のレコードが、これ
らのセグメントが変わった（かつ、他のものではない）ことを指し示すようにさ
せることができるだろう。下でもっと完全に記述されるが、セグメントは、論理
レベルの情報に基づくのではなく、データがどう物理的に格納されているか（例
えば、ストレージ・ブロックによって）によって、定義されてもよいし、また抽
象ブロック・セットの物理バックアップ・セグメントの細分度、あるいは更新を
防ぐためにマークされる物理セグメントの細分度に対応してもよい（しかし必要
はない）。
【０２０１】 ステップ４７４で、変更されたデータ・セグメントはバックアップされる。フ
ァイル全体ではなく、変更されたデータ・セグメントだけをバックアップするこ
とによって、バックアップの生成が非常に迅速に実行されるかもしれない。ただ
変更されたデータ・セグメントのレコードだけを使用して、ファイルを格納し復
元する方法の１つの実施例が下に説明される。このバックアップは「差分バック
アップ」と呼ばれてもよい、なぜなら、例えば、変更されなかったいくつかのデ
ータ・セグメントはバックアップされないといったように、論理データ・ブロッ
クのすべてより少ない部分がバックアップされるからである。
【０２０２】 ステップ４７６で、新しいレベル０バックアップが生成されるべきかどうかが
判定される。生成されるべきでないならば、システムは、ステップ４７２で、最
後のレベル０バックアップからの変更をトラッキングし続ける。したがってこの
実施例の中で、ステップ４７４で生成される差分バックアップは、最後の差分バ
ックアップからではなく、最後のレベル０バックアップから変更されたデータを
常時記録する。代案となる実施例は、最後の差分バックアップからの変更をトラ
ッキング（追跡）することである。
【０２０３】 ステップ４７８で、新しいレベル０バックアップが生成されようとする場合、
変更されたデータのトラッキングがリセットされる。例えば、これは、下で記述
されるように、データ・セグメントと結び付いた「変更ビット」のリセットによ
り実行されてもよい。これが実行される時、変更ビットがリセットされ（そして
レベル０バックアップが実行されている）ている間に、データが変更されないこ
とを保証するために、システムはオフ・ラインか、バックアップ・モードに置か
れてもよい。新しいレベル０バックアップが実行される時、将来の変更が、初期
のものからではなく、そのレベル０バックアップからトラッキングされるだろう
。
【０２０４】 別の実施例では、変更されたデータのトラッキングのリセットが、変更された
データ・セグメントをバックアップするステップ４７４の後に実行されてもよい
。この場合、それぞれの差分バックアップは、最後の差分バックアップからの変
更だけをトラッキングする。これが終わると、下で説明されるように、データを
復元するために、興味のある時に実行された単に１つの差分バックアップではな
く、多数の差分バックアップ・ファイルが検査される必要があるかもしれない。
【０２０５】 上で記述されるように、完全かあるいはレベル０のバックアップが実行されて
もよい。例えば、任意の順で格納された物理バックアップ・セグメントを使用し
て、抽象ブロック・セットが、バックアップのレベルとしてのメタデータと一緒
に、作成されてもよい。
【０２０６】 ステップ４７２が、論理レベルか、物理レベルのどちらかで実行されてよい。
論理レベルでは、クライアント５０が、変更されたデータを含んでいるセグメン
トをトラッキングしてもよい。物理レベルでは、ストレージ・システム５４が、
データのどのセグメントが変更されたかをトラッキングしてもよい。いずれの場
合も、データのセグメントは、論理レベルで決定され、論理構成と結び付いたデ
ータのユニット（例えば、パーティション内のファイル）ではなく、ストレージ
・システム上に格納されるデータの物理セグメントに対応するかもしれない。
【０２０７】 一度に物理ストレージ装置から書き込みあるいは読み出しされる物理セグメン
トは、５１２バイトのブロックであってもよい。別の実施例では、物理セグメン
トの細分度が、使用される物理ストレージ装置（特に物理ストレージ装置がディ
スクドライブである場合に）の１トラックに格納されるデータ量であってもよい
。この大きさは、適用されているオペレーティング・システムにデータを格納す
るための特定のフォーマットに依存するかもしれない。例えば、固定ブロック・
アーキテクチャ環境では、トラックは３２キロバイト（６４ＳＣＳＩブロック）
かもしれない。ｃｏｕｎｔ−ｋｅｙ−ｄａｔａ（ＣＫＤ）システムを実装してい
るＩＢＭメインフレーム上では、セグメント・サイズは１つのＣＫＤトラックの
サイズであるかもしれない。上記のように、変更が記録される物理セグメントの
細分度は、物理バックアップ・セグメントのサイズ、あるいはコピーかバックア
ップ処理の間に更新が止められる細分度に一致してもよいが、必要ではない。し
かしながら、多くの場合、例えばシステム全体の細分度としてディスク上の１物
理トラックを使用するように、これらの機能の各々に対して同じ細分度を使用す
ることが最も効率的だろう。
【０２０８】 ある実施例では、変更されるセグメントが、物理ストレージ・レベルで追跡さ
れてもよい。したがって、物理セグメントが物理ストレージ装置に書き込まれる
場合は常に、セグメントが変更されたという事実が記録されることができる。こ
れは、各物理セグメントと結び付けられた単一ビットを用いて、実行されてもよ
い。システムが初期化される場合、ビットはすべて０（例えば）にセットされる
。物理セグメントが変更される（あるいは書き込まれる）場合、結び付いたビッ
トがセットされてもよい。
【０２０９】 したがって、図２Ｂを再び参照して、データの変更が、実際の物理ストレージ
装置２０４〜２０６のレベルで追跡されてもよい。データがデータ・セグメント
のうちの１つで変更される場合、ビットが、そのセグメントが変更されたトラッ
クにセットされてもよい（あるいはいくつかの他のメカニズムが使用されてもよ
い）。データがアプリケーション・レベルでアプリケーション・ファイルの１番
目のセグメント内、例えば２０３ａで変更される場合、実際の物理ストレージ装
置内の２０８のデータが修正されるだろう。この書き込みが実行された場合、デ
ータ・セグメント２０８に結び付けられたビット（あるいは他のメカニズム）が
セットされるだろう。
【０２１０】 図２は、物理ストレージ・セグメントに結び付けられたビットを含むシステム
の一例を示す。例えば、物理ストレージ装置２０１ａは、６つの物理セグメント
を含む。結び付けられた物理ビット・マスク４１２は、変更された各物理セグメ
ントに対して１つのビットをセットする。この例では、セグメント４１１ａおよ
び４１１ｂが変更された。従って、物理ビット・マスク４１２の結び付けられた
ビット４１２ａと４１２ｂが、１にセットされた。問い合わせに対して、物理ビ
ット・マスクが読み取られ、クライアント（例えば、図５に示されたシステムの
クライアント５０）に出力されてもよい。
【０２１１】 実際の物理ストレージ装置２０４〜２０６は、アプリケーション・レベルで何
がなされようとしているかについての任意の考えを持ってもよい、しかし必要は
ない。この実施例で、物理ストレージ装置は、適用されているデータのセグメン
ト（例えば、２０８）が修正されていることにただ気づいていればよい。
【０２１２】 （ここに記述された実施例の多くが、データの変化を表わすために、例えば物
理ビット・マスクや論理ビット・マスクといったビット・マスクを使用している
けれども、他のメカニズム（リストは単に一例である）が使用されてもよい。） 上で記述された実施例では、データ・セグメントへの変更が物理ストレージ・
レベルで追跡される（代案となる実施例では、その変更が、他のいかなるレベル
で追跡されてもよいだろう。例えば、図１を参照しながら示され説明された、ア
プリケーション・レベル、ファイルシステム・レベル、論理ボリューム、あるい
は論理ボリューム・マネージャ・レベル）。
【０２１３】 「差分」バックアップを実行する１つの実施例では、物理レベルでの変更に関
するデータが、論理（例えば、アプリケーション・ファイル）レベルでの変更に
対応するよう変換される。その後、差分バックアップは論理レベルでデータを格
納する。
【０２１４】 図２２は、物理レベルで変更を追跡し、それを論理レベルに変換する１つの方
法を示す。この実施例では、ビット・マスク４１２、４１３および４１４が、そ
れぞれ実際のストレージ装置２０４〜２０６と結び付けられる。
【０２１５】 データがデータ・セグメントに書き込まれる時、対応するビットおよび対応す
る物理ビット・マスクが０から１へ変更される。従って、いかなる時でも、物理
ビット・マスクは、最後のバックアップ以来、変更されたデータのすべてを示す
。上で記述されるように、実際の物理ストレージ装置２０４〜２０６は、アプリ
ケーション・レベルでこれが論理オブジェクトにどう対応しているのか知らなく
てもよい。本当に、実際の物理ストレージ装置は、どのデータ・セグメントが互
いに結び付いているかを判断する方法を持たないかもしれない。図２２に示され
るように、この実施例では、データ・セグメント４１１ａ〜４１１ｄが変更され
た。従って、ビット・マスク４１２、４１３および４１４中の対応するビット４
１２ａ、４１２ｂ、４１２ｃ、４１２ｄが１にセットされた。（実際の物理スト
レージ装置中の他のデータ・セグメントがさらに変更されたかもしれないが、図
２２では示されていない） 論理ビット・マスク４１０が構築されてもよく、それはアプリケーション・レ
ベル・ファイル内のどのデータ・セグメントが修正されたかを示す。したがって
、論理ビット・マスク４１０は、対応するデータ・セグメント４１１ａ〜４１１
ｄが変更されたことを示すエントリ４１０ａ〜４１０ｄを含んでよい。（代案と
なる実施例では、たとえセグメント・サイズが、ブロックかトラック・サイズの
ような物理ストレージ量と一致していても、セグメントの変更が論理レベルで追
跡されてよい。） 論理ビット・マスク４１０は、マッピング２０２を使用して構築されることが
できる。特に、マッピング２０２は、アプリケーション・レベル・オブジェクト
を実際の物理ストレージ中のデータ・ブロックのグループに変換してもよい（ア
プリケーション・レベルのファイルを物理ストレージに格納するために、まず第
１にこのことがなされる必要があるため）。したがって、マッピング２０２が、
アプリケーション・レベルのデータを物理ストレージ装置にマッピングするため
に、同じメカニズムを用いて実行されてもよい（例えば、図１のレベル１０、１
２、１４および１６を通して）。そうして、実際の物理ストレージ上のこれらの
データ・セグメントと結び付けられた物理ビット・マスクが検査されてもよい。
論理ビット・マスクは、そのデータ・セグメントが変更されたことを実際の物理
ストレージ装置が単に指し示す、論理ビット・マスクの各エントリを１にセット
することにより構築されることができる。
【０２１６】 図２３は、抽象ブロック・セットの差分バックアップを実行する方法の１つの
実施例を示す。この実施例では、実際の物理ストレージ装置中の影響を受けたメ
モリが、ステップ２３１で、まず静止される。メモリを静止させることによって
、アプリケーション・レベルのファイル内のいかなる追加データも修正されない
ということが保証される。静止は、以前に一般的に説明したように、例えばアプ
リケーションをオフラインにし、又はアプリケーションをオンライン・バックア
ップ・モードにすることで実行される。
【０２１７】 ステップ２３２において、物理記憶装置内のどの物理データ・セグメントが対
象であるかを決定するために、論理対物理マッピングが行われる。ステップ２３
２は、以前に一般的に説明したように実行される。即ち、アプリケーション、フ
ァイル・システム及び論理ボリューム・マネージャ（実在するものと、もし有れ
ば付加的なマッピング・レベル）を用いて、アプリケーション・ファイル中の全
データ・セグメントを物理記憶上へマップする。上述のように、これはオブジェ
クトを実物理記憶までマップする。他の実施例においては、付加的なレベルのマ
ッピングが、データを記憶している実物理記憶に達する前に生ずる。例えば、上
述のＳｙｍｍｅｔｒｉｘ製品では、３つのボリューム記憶装置において実施され
得る。このＳｙｍｍｅｔｒｉｘ製品は、データベースをこの３つのボリューム・
セット上で変更しなければならない。一方、Ｓｙｍｍｅｔｒｉｘ内にデータが実
際に物理的に記憶される方法は、アプリケーション又はオペレーティング・シス
テム・レベルに与えられた３つのボリューム・セットに対応しない。従って、デ
ータ・セグメント及びビット・マスクに対する付加的なレベルのマッピングが、
記憶装置内で実行される。
【０２１８】 データへの変更の追跡の粒状性は、データ・ブロック又は物理バックアップ・
セグメントのサイズのような異なる粒状性のサイズに基づいている。例えば、物
理データ・ブロック・サイズが全トラックより小さいときは、変更データは物理
トラックに対応して追跡され得る。
【０２１９】 ステップ２３３において、最終時間マーク以後に変更された物理データ・セグ
メントが識別される。これは、物理記憶装置に関連する物理ビット・マスクを検
査することによってなされる。適切な論理オブジェクト内の物理データ・ブロッ
クを含むアプリケーション内の物理バックアップ・セグメントに対応する、物理
ビット・マスク内の変更されたデータをマークしている任意のエントリーは、変
更されたかも知れないデータに対応している。ステップ２３２において、図２２
の論理ビット・マスク４１０のような論理ビット・マスクが構成される。
【０２２０】 ステップ２３４において、差分抽象ブロック・セットが生成される。このステ
ップは変更されたデータを含む物理バックアップ・セグメントのみのコピーを含
む。１つの実施例では、上述の抽象ブロック・セットに関して、この抽象ブロッ
ク・セットは任意の順序で物理バックアップ・セグメントを記録していてよい。
【０２２１】 従って、ステップ２３４において、差分ちゅしょうブロック・セットに対する
メタ・データも記憶される。このメタ・データは、バックアップ又はコピー中の
論理オブジェクト内の差分抽象ブロック・セット内に記憶された物理データ・ブ
ロックの適正な位置を識別するために十分な情報を記録する。
【０２２２】 最後にステップ２３６において、アプリケーションは活動モードに戻る。即ち
、システムは実物理記憶装置上の物理データ・ブロックの更新を続けることを許
される。
【０２２３】 上述のように、システムが活動モードに戻る前に、実物理記憶装置上のバック
アップされたデータ・セグメントに対応するビットが、ゼロにリセットされる。
これは、最後の差分バックアップに関して差分バックアップが行われる場合にの
み実行される。さもなければ、ビットは真の（又は後述のマージ）レベル・ゼロ
・バックアップの構成後にのみリセットされる。
【０２２４】 図２４は、図２３の方法による差分抽象ブロック・セットの生成の例を示す。
論理オブジェクト２４０は、５つの物理データ・ブロックを含む。（簡単のため
に、物理バックアップ・セグメントと物理データ・ブロック・サイズは図２４と
同じとする。しかしながら、上述のように、物理バックアップ・セグメント・サ
イズは、物理データ・ブロックより大きくてもよい。） 時間的に以前において、抽象ブロック・セット２４２が形成されている。上述
のように、抽象ブロック・セットは、論理オブジェクト２４０の論理データ・ブ
ロックのそれぞれを記憶しているが、順序は任意である。抽象ブロック・セット
２４２は、論理オブジェクト内のデータ・ブロックの位置を特定するメタ・デー
タを含み得る。
【０２２５】 抽象ブロック・セット２４２が形成された後、論理オブジェクト２４０内のデ
ータに追加の変更があった。この例においては、論理ビット・マスク２４１が、
これらの変更を反映している。特に、論理ビット・マスク２４１は、論理オブジ
ェクト２４０内の２番目と最後のデータ・ブロックが変更されたことを示してい
る。
【０２２６】 差分抽象ブロック・セット２４３は、変更されたデータ・ブロック（２番目と
５番目）を記憶している。上述のように、これらは任意の順序で記憶されている
。差分抽象ブロック・セットは、その差分抽象ブロック・セットに対するメタ・
データを記憶している。図２４の例では、このメタ・データは、完全な抽象ブロ
ック・セット２４２に対するメタ・データと同じ一般的な形式である。しかしな
がら、このメタ・データは、最近のバックアップ以後どの論理ブロックが変更さ
れたか（再度、この例では２番目と５番目）を特定する拡張カラムを含む。
【０２２７】 完全な抽象ブロック・セット・バックアップと差分抽象ブロック・セットから
論理オブジェクトを復元するためには、これら２つが組合せ即ちマージされる。
実際、１つの抽象ブロック・セットと１つ以上のサブ抽象ブロック・セットが任
意の時刻にオフラインでマージされ得る。これは、サブの抽象ブロック・セット
が形成された時点の論理オブジェクトの状態を反映した、合成された完全な抽象
ブロック・セットの形成を許す。
【０２２８】 図２５は、図２４の例を用いたマージ・プロセスの例を示す。図示のように、
全抽象ブロック・セット２４２の元のデータ・ブロック２４２ａ−ｂは、差分抽
象ブロック・セット２４３において更新されている。従って、マージされた抽象
ブロック・セット２５３において、これらのデータ・ブロックは更新された版で
置き換えられている。
【０２２９】 図２６は、このマージ・プロセスの方法の１実施例を示す。図２６の実施例に
おいては、１つ以上の差分抽象ブロック・セットがあり得る。１つ以上の差分抽
象フロック・セットは、例えば（最後の完全バックアップ以後の全変更を反映す
る差分抽象ブロック・セットが生成されるのでなく）最近の差分抽象ブロック・
セットの生成以後の変更を反映した差分抽象ブロック・セットが生成された場合
に存在し得る。もちろん、この方法は単一の差分抽象ブロック・セットと共に動
作することもできる。
【０２３０】 ステップ２６０において、最近の完全又は差分抽象ブロック・セットが選択さ
れる。もちろん、この選択は、目標時間より以前に記録された論理オブジェクト
からなされる（目標時間より以後の差分抽象ブロック・セットは、復元すべきも
のより以後のデータを反映している）。ステップ２６１において、マージされた
抽象ブロック・セット内に無い全ての論理データ・ブロックが、マージされた抽
象ブロック・セットに追加される。
【０２３１】 図２５を参照すると、ステップ２６０で選択された最初の抽象ブロック・セッ
トは、差分抽象ブロック・セット２４３である。マージされた抽象ブロック・セ
ット内にはまだブロックが無いので、差分抽象ブロック・セット２４３内の２つ
のデータ・ブロックがマージされた抽象ブロック・セット２５３に追加される。
これは最初の２つのデータ・ブロック２５３ａ−ｂに対応する。
【０２３２】 ステップ２６２において、差分及び完全抽象ブロック・セットの全てが検査さ
れたか決定される。まだなら、プロセスはステップ２６０へ続く。 図２５の例に戻ると、選択される次の抽象ブロック・セットは、完全抽象ブロ
ック・セット２４２である。ステップ２６１において、マージされたＬＢＯ内に
既に有ったこれらの論理データ・ブロックが追加される。これは、２４２ａ及び
２４２ｂを除くデータ・ブロックの各々に対応する。
【０２３３】 この時点で、再度抽象ブロック・セットの全てが検査され、プロセスはステッ
プ２６３へ続く。ステップ２６３において、マージされた抽象ブロック・セット
に対するメタ・データが生成される。図２５及び図２６の例を用いれば、メタ・
データは同じ形式であり得る。即ち論理ブロック要素の物理アドレスは変更され
ない。従って、メタ・データは同一である。メタ・データを生成する他の実施例
では、メタ・データ・テーブルが更新されその形式に対応される。
【０２３４】 マージされた抽象ブロック・セットは、元のレベル・ゼロ抽象ブロック・セッ
トと同様にコピー及び復元に用いられ得る。１次から２次記憶ノードへの転送、単一の２次記憶ノードの例 上述のように、図１１Ａ及び図１１Ｂに関して、記憶システムの１側面は、デ
ータの１次記憶要素又はノードから２次記憶要素又はノードへの転送を含む。
【０２３５】 図２７は、データをテープに記憶するために、１次記憶ノードから２次記憶ノ
ードへ転送するのに特に有利な機構の例を示す。図２７の実施例及び構成要素の
例は、（これらの発明に限定する意図では無いが）上述の他の発明の文脈におい
ても、それらの発明と独立に実装されたシステムに対して有用であるのと同様に
有用である。
【０２３６】 図２７は、１次記憶ノード２７０を含む。これは、例えば、上述のＳｙｍｍｅ
ｔｒｉｘ記憶システムであってよい。このようなシステムにおいては、ホスト・
アダプタ２７０ａがホストとの通信用に提供されている。ディスク・アダプタが
ディスクとのインターフェースように提供され得る。リモート・アダプタ２７０
ｃが、ＳＣＳＩリンク、ＥＳＣＯＮリンク、ファイバー・チャンネル、交換ネッ
トワーク又は他の通信チャンネルのいずれかを介する、リモート装置との通信を
扱う。加えて、キャッシュ２７０ｂが送受信データのキャッシュ用に提供され得
る。
【０２３７】 図２７はまた、２次記憶ノードも示す。この実施例においては、２次記憶ノー
ドは複数のデータ移動要素２７１ａ、２７１ｂ、２７１ｅ及び２７１ｆを有する
。この実施例において、データ移動要素は、フロント・エンド及びバック・エン
ドの対に構成されている。例えば、データ・ムーバー２７１ａは、フロント・エ
ンド・データ・ムーバーであり、主として１次記憶ノードからのデータを受け取
る責任がある。フロント・エンド・データ・ムーバー２７１ａは、バック・エン
ド・データ・ムーバー２７１ｅと対になる。バック・エンド・データ・ムーバー
は、データを２次記憶ノードからバックアップ媒体に移動する責任がある。
【０２３８】 図２７に示すように、データの並列転送を提供するために、１つ以上のフロン
ト・エンド・データ・ムーバーとバック・エンド・データ・ムーバーの対がある
。この例では２７１ａ−２７１ｅと２７１ｂ−２７１ｆの２対が示されている。
【０２３９】 図２７の例における実際のバックアップ媒体はテープ・ライブラリ２７２であ
る（他の実施例では他のバックアップ媒体を用い得る）。テープ・ライブラリは
、複数のテープ・ドライブ２７２ａ−ｄを含み、それらの各々はテープからデー
タを読み書きできる（また、例えばＳＣＳＩアダプタのような適当な通信アダプ
タを含み得る）。テープ・ライブラリ２７２は、テープライブラリ２７２ｇから
テープを選択しそれらのテープをドライバ２７２ａ−２７２ｄへ挿入し得るロボ
ット２７１ｆを含むこともできる。ロボット・インターフェース２７２ｃが、選
択プロセスを制御する。
【０２４０】 ２次記憶ノード２７１へ戻って、この２次記憶ノードは、バックアップ中にフ
ロント・エンド・データ・ムーバー（例えば２７１ａ）から受け取ったデータを
、バック・エンド・データ・ムーバー（例えば２７１ｅ）によってテープに書き
込む前にバッファしたり、逆に復元中にデータを（バック・エンド・データ・ム
ーバー２７１ｅによって）内部記憶装置２７１ｃに置き（フロント・エンド・デ
ータ・ムーバー２７１ａによって）１次記憶ノードへ送る事によってバッファす
るための、内部記憶装置２７１ｃを含み得る。
【０２４１】 データ・ムーバー２７１ａ、２７１ｂ、２７１ｅ、２７１ｆは、バックアップ
中にはデータを１次記憶ノードからテープ・ライブラリへ転送し、復元中にはそ
の逆に転送するようにデータ・ムーバーに実行させるソフトウエアが走っている
インテル・ベースのパーソナル・コンピュータでよい。
【０２４２】 上述のように、データ・ムーバーは、例えばフロント・エンド・データ・ムー
バー２７１ａとバック・エンド・データ・ムーバー２７１ｅのように対に構成さ
れている。データ・ムーバーの各対は１つ以上の仮想回線又はストリームを定義
するために用い得る。
【０２４３】 フロント・エンド・データ・ムーバー（例えば２７１ａ）は、種々の接続の任
意のものを用いて１次記憶ノード２７０へ接続される。例えば、図２７の例では
、２本のＥＳＣＯＮケーブルが用いて、各フロント・エンド・データ・ムーバー
と単一の１次記憶ノード（例えばＳｙｍｍｅｔｒｉｘ記憶装置）のリモート・ア
ダプタのポートが接続されている。
【０２４４】 図２７の例では、バック・エンド・データ・ムーバー２７１ｅ、２７１ｆは、
ＳＣＳＩケーブルを用いてテープ・ライブラリ装置２７２に接続されている。こ
の例においては、各ＳＣＳＩ接続は、テープ・ライブラリ２７２の単一の読み書
きドライブ２７２ａ−２７２ｄに延びている。もちろんＳＣＳＩ接続は、デイジ
ーチェインにでき、１つ以上のドライブを各バック・エンド・データ・ムーバー
のポートへ接続することもできる。他のリンクや交換ネットワークを含む他の接
続を用いることもできる。
【０２４５】 内部記憶メモリー２７１ｃそれ自体も、Ｓｙｍｍｅｔｒｉｘのような反復キャ
ッシュ・ディスク・アレイであってよい。従って、Ｓｙｍｍｅｔｒｉｘ製品は、
フロント・エンドからバック・エンドへのデータの移動のための内部キャッシュ
・メモリーとして含まれ得る。内部メモリー装置２７１ｃは、内部記憶装置２７
１ｃのローカル制御用のラップトップ・パーソナル・コンピュータのようなサー
ビス・プロセッサを含む。内部記憶装置はまた、データ・ムーバー２７１ａ、２
７１ｂ、２７１ｅ、２７１ｆや制御ステーション２７１ｇ上で走るアプリケーシ
ョン・プログラムやオペレーティング・システムも記憶している。
【０２４６】 制御ステーション２７１ｇは、ＳＣＯ ＵＮＩＸのような多くのオペレーティ
ング・システムの内の任意のものが走るインテル・マシンである。制御ステーシ
ョン２７１ｇはまた、そのローカル操作用のキーボードと画面を含む。
【０２４７】 制御ステーション２７１ｇは、データ・ムーバー２７１ａ、２７１ｂ、２７１
ｅ、２７１ｆの動作の制御を行う。制御ステーション２７１ｇは、この機能を実
行する制御ソフトウエア２７１ｂを含む。コントローラ２７１ｂは、システム構
成及びシステム動作の監視にも用いられる。制御ステーション２７１ｇは、デー
タベース２７１ｉを含む（これは、代替として内部メモリー２７１ｃに記憶され
得る）。データベース２７１ｉは、実行中の全バックアップ・ストリーム又はセ
ッションに関する情報、テープ・ライブラリ装置内のテープの内容及びバックア
ップ・プロセスとバックアップ媒体を管理するための他の制御情報を記憶する。
【０２４８】 制御ステーション２７１ｇは、テープ・ライブラリ装置２７２のロボット２７
２ｃ、２７２ｆを操縦し、制御するためのインターフェース２７１ｊも含む。 上述のように、１次記憶ノード２７０は、ホスト接続（例えば、ホスト・アダ
プタ２７０ａに接続されたホスト・コンピュータ）と２次記憶ノードとの間のイ
ンターフェースとして用いられる。これらの実施例において、そして記憶管理ア
プリケーションが主としてホスト・コンピュータにある場合には、１次記憶ノー
ド２７０は、ホスト・コンピュータから２次記憶ノード２７１への命令の経路と
して用いられる。そのような命令は、テープのマウント及びマウント解除、テー
プ・ヘッダ及びトレーラーの読み書きを指示する命令や他の命令を含む。
【０２４９】 １次記憶ノード２７０は、適当な命令を２次記憶ノード２７１へ単にわたす。
その代わりに１次記憶ノード２７０は、形式検査のような、これらの命令に基づ
くいくらかの機能を実行することもできる。
【０２５０】 上述のように、バックアップ復元プロセスは、２次記憶ノード２７１を介して
１次記憶ノード２７０とテープ・ライブラリ２７２の間に仮想チャンネルを確立
することによって実行できる。上述のように、これは１次記憶ノード２７０と２
次記憶ノード２７１の間にネットワークを介する接続を形成することを含む。こ
れは、テープ・ドライブ２７２ａ及び適切なテープ２７２ｇとの接続の確立も含
む。
【０２５１】 図２８は、仮想チャンネルを確立し維持するノード２７１のような２次記憶ノ
ードに対する状態遷移図の例を示す。状態２８０において、バックアップ・スト
リーム・セッション（又は仮想チャンネル）が記憶管理アプリケーション（例え
ばホスト・コンピュータ上の）によって要求される。仮想チャンネルの確立には
、適当なフロント・エンド及びバック・エンド・データ・ムーバー対、例えばフ
ロント・エンド・データ・ムーバー２７１ａとバック・エンド・データ・ムーバ
ー２７１ｅの選択を含む。
【０２５２】 記憶管理アプリケーションによって実行される機能には、テープのオープンが
ある。結果として、２次記憶ノード２７１はテープの仮想チャンネル開始状態２
８１になる。この遷移は、当分野で知られたものと同様の技術を用いて、適当な
テープをマウントする事を含む。テープ状態２８１のはじめに、テープ管理プロ
セスの一部として、テープ・ヘッダ及びトレーラーが読み書きされる。
【０２５３】 テープ上に情報を記録する時には、２次記憶ノード２７１（又は２次記憶ノー
ド内の少なくとも適切なデータ・ムーバー）は、仮想チャンネル書込み状態２８
２に入る。この状態において、テープへの１つ以上の抽象ブロック・セット又は
抽象ブロック・セットの部分の書込みのような、バックアップの記録部分が実行
される。
【０２５４】 テープの最後に至ると、２次記憶ノード２７１の適切なデータ・ムーバーは、
仮想チャンネル・テープ終端状態２８４へ入る。この状態において、適切なカタ
ログ情報が読み出され、適切なテープ・トレーラーが書き込まれる。テープの終
端（又はデータの最後）に至ると、適切な仮想チャンネルはそのテープのクロー
ズを必要とし、データ・ムーバーと２次記憶ノードを、そのチャンネルが形成さ
れた最初の状態２８０に戻す。
【０２５５】 状態２８２から書込み中にエラーに遭遇すると、仮想チャンネルはエラー状態
２８３に入り得る。テープはクローズされ（状態２８０へ戻り）、エラー記録が
作成され、システム・オペレータに知らされる。
【０２５６】 上述のように、記憶管理アプリケーションは２次記憶ノード２７１の状態を変
更する適当な命令を発行する責任がある。記憶管理アプリケーションは、ホスト
・コンピュータ、１次記憶ノード、別のネットワーク記憶制御装置又は２次ノー
ド２７１に存在し得る。
【０２５７】 図２９は、テープから情報を復元するための２次記憶ノード２７１の状態遷移
図を示す。状態遷移図は、仮想チャンネルのオープン要求を受け取った状態２９
１から始まる。記憶管理アプリケーションは、例えばバックアップ・チャンネル
・ストリームに対してテープ・オープンを要求することによって、テープのオー
プンを扱う。これは結果として、テープの仮想チャンネル開始状態２９２へ入る
。以前と同様に、これはテープ・ヘッダ及びトレーラーの読み出しと、抽象ブロ
ック・セットを用いるシステムに対して、抽象ブロック・セット・メタ・データ
の読み出しを含み得る。
【０２５８】 実際のデータの読み出しは、テープ読み出し命令を用いて２次記憶ノード２７
１を仮想チャンネル読み出し状態２９３に入れることによって制御され得る。 実際のデータの読み出しは、２次記憶ノード２７１を仮想チャンネル読み出し
状態２９３に入れる、テープ読み出し命令を用いることによって制御できる。テ
ープン終わり（又はデータの終わり）又はログアウトにおいて、２次ノードは仮
想チャンネル・テープ終端状態２９２に戻る。テープはそこでクローズされ、２
次記憶ノード２７１は仮想チャンネル・オープン状態へ戻る。
【０２５９】 読み出し中にエラーに遭遇すると、ノード２７１は図２８を参照する上述のエ
ラー状態と同様にエラー状態２９４に入る。エラーが生ずると、テープはクロー
ズされ、エラーログが記録され、システム・オペレータに知らされる。
【０２６０】 バックアップ及び復元の両方において、テープのカタログ化及び識別は、記憶
システムに記憶されたデータの形式化のための他の機構に対して行われるのと同
様に、記憶管理アプリケーションによって扱われる。２次記憶ノード２７１の制
御ステーション２７１ｇが、制御ステーション・データベース２７１ｉを用いて
、適当なテープの識別、マウント及びマウント解除を補助する。
【０２６１】 図２８及び図２９のバックアップ及び復元状態遷移図は、システム（１次記憶
ノード及び／又は２次記憶ノード）を非同期転送状態に置く実施例を構成する。
特に、記憶ドメインのノードは、多くの記憶管理アプリケーション・プロセス（
及びソフトウエア）がホスト・コンピュータ上で実行されていても、ホスト・コ
ンピュータやホスト・ドメイン要素のどれからの制御からも独立にデータが転送
される状態に入る。
【０２６２】 本発明のこの事実の種々の実施例は、コピー、バックアップ及び復元の独立の
制御及び転送の利点を許す。本発明のいくつかの実施例においては、これは特定
のホスト・プラットフォームの従属性を緩和し、ホスト資源を節約する。本発明
のこの側面のいくつかの実施例は、拡張性の増大をもたらし、ホスト構成に対す
るより少ない依存関係でメモリーの増設を許す。データ転送の1実施例 図３０は、２次記憶ノード又は他の１次記憶ノードへデータを転送する機能を
有する１次記憶ノードのアーキテクチャの1実施例を示す。この実施例は（他の
ものと同様に）上記の１つ以上の発明を実現するために用いることが出来る。
【０２６３】 図３０は１次記憶ノードを示す。１次記憶ノード３００は、図７を参照して一
般的に説明したように、リモート・アダプタ３０１を含む。１次記憶ノード３０
０は、これも図７を参照して一般的に説明したように構成されているディスク・
アダプタ３０５も含む。
【０２６４】 データは１次記憶ノード３００内にある複数のディスクにわたって記憶されて
おり、複数のディスクの内の１つがディスク３０６として図３０に示されている
。
【０２６５】 ディスク３０６は、図２０を参照して説明したような保護ビットを含むことが
出来る。これらの保護ビットは、コピーされるべきトラック即ちそれらがコピー
される前に更新されるべきでないトラックを示すために用いる事が出来る。保護
ビット３０７は、１実施例においては、ディスク装置３０６に対するシリンダー
、ヘッダに記憶できる。ディスク装置３０６は、図２２を参照して一般的に説明
した物理ビット・マスク（図示せず）も含むことが出来る。どのトラックが保護
されているかをマークし、記録するための他の機構を用いることも出来る。
【０２６６】 図３０の実施例において、ディスク・アダプタ３０５は、記憶管理アプリケー
ションから、どの物理バックアップ・エレメントが（ここではトラック３０８ａ
−ｅのどれが）バックアップ・プロセスの部分であるかに関する命令を受け取る
。ディスク・アダプタはそこで、バックアップが起動される時に保護ビットを書
き込む。
【０２６７】 バックアップ・プロセスの部分として示された物理バックアップ・セグメント
（例えばトラック３０８ａ、３０８ｂ及び３０８ｅ）は、そこで１次記憶ノード
３００のキャッシュ３０２内のサイド・ファイル３０３へコピーされる。こうし
て、サイド・ファイル３０３は他の記憶ノードへコピーするために指示されたト
ラック３０８ａ、３０８ｂ及び３０８ｅを受け取る。従って、サイド・ファイル
はこれらのトラックのコピー３０３ａ−ｃを含む。
【０２６８】 付加的に、ディスク・アダプタ３０５は、要求キューへ、サイド・ファイル３
０３にコピーされた物理バックアップ・セグメントを他のノードへ転送する要求
を入れる。こうして、要求３０４ａ−ｃが、サイド・ファイル３０３内の物理バ
ックアップ・セグメントに対応して、要求キュー３０４に入れられる。
【０２６９】 リモート・アダプタ３０１は、キューから要求を取り出し、適切なトラックの
コピーを受け取り記憶ノード、例えば２次記憶ノードへ転送する。 サイド・ファイル３０３に保持されている適切な記憶バックアップ・セグメン
トは、実行中のバックアップ・プロセスの１つ以上のコピーの部分であり得る。
例えば、１つ以上の抽象ブロック・セットが、リモート・アダプタ３０１に接続
された１つ以上の仮想チャンネルを介してバックアップされているプロセス内に
あり得る。この場合、抽象ブロック・セットに対する適切なメタ・データが、特
定の抽象ブロック・セット及び、コピー又はバックアップ・プロセス用の仮想チ
ャンネルの識別に用い得る。
【０２７０】 代替実施例においては、受け取り記憶ノードは、それが属する抽象ブロック・
セットに基づいて物理バックアップ・セグメントを分類する。例えば、上述のフ
ロント・エンド・データ・ムーバーは、トラックに対応しそのトラックに対する
物理アドレスを含む物理バックアップ・セグメントを受け取ることが出来る。フ
ロント・エンド・データ・ムーバーは、（バックアップ中の適切な論理オブジェ
クトに対する物理アドレスの全てを識別している）記憶管理アプリケーションに
よって定式化された抽象ブロック・セットのメタ・データを知っていても良い。
これは、フロント・エンド・データ・ムーバーが、その物理アドレスに基づいて
物理バックアップ・セグメントを分類することを許す。
【０２７１】 もちろん、種々の代替構成及び方法がサイド・ファイルを介する転送に利用で
きる。単なる１例として、物理バックアップ・セグメントは別々のサイド・ファ
イル内に、コピー又はバックアップ中の各抽象ブロック・セット（又は他の構造
）に対してソートされてもよい。加えて、サイド・ファイルを転送用にデータの
セグメントを蓄積するために用いる事が出来る。例えば、サイド・ファイルは、
リモート・アダプタ３０１を介して２次又は他の記憶ノードへ転送する前に、少
なくとも１０メガビットのデータを含むように生成する事が出来る。
【０２７２】 図３１は、図３０に示された構造を用いる方法の１実施例を示す。ステップ３
１０において、保護ビット（図３０の３０７）がコピー中の物理バックアップ・
セグメントに対してマークされる。上述のように、これは１つ以上の論理バック
アップ・オブジェクトに対するビットをマークする事を含む。
【０２７３】 加えて、適切な論理オブジェクトに対するメタ・データが受け取り記憶ノード
、例えば２次記憶ノードへ転送される。こうして、もしメタ・データが図１３の
１３３に示された形式なら、このメタ・データはバックアップ・プロセスを特定
し進める。このメタ・データは、図１３の１３４に示す形式に再定式化するよう
に、論理バックアップ・オブジェクトに合体するためにバックアップ中に再定式
化されても良い（されなくても良い）。いずれにしても、このメタ・データは、
コピー又はバックアップ中の論理オブジェクトに関する適切な物理セグメントを
蓄積し組織化するために、ディスク・アダプタ３０５、リモート・アダプタ３０
１及び／又は受け取り記憶ノードによって利用される。
【０２７４】 ステップ３１１において、保護されたセグメントをキャッシュ内のサイド・フ
ァイルへ転送する。これが終了すると、物理バックアップ・セグメントの転送の
要求が、供給キュー内に記録される。上述のように、これは１次記憶ノードのデ
ィスク・アダプタによって実行される。この時点で、ディスク・アダプタ３０５
は、ディスク装置３０６の保護ビット３０７の適切な保護ビットをリセットして
データの更なる更新を許しても良い。
【０２７５】 サイド・ファイル内にあるセグメントは、ここでリモート・アダプタ３０１に
よって、２次記憶ノードに転送するように、他の記憶ノードに転送出来る。これ
は要求キュー３０４から転送要求を読み出すことによってなされる。
【０２７６】 転送の後（例えば転送が確認された後）、サイド・ファイル中の要求キュー内
のセグメントに対する適切なエントリーが削除される。もちろんこれは、単に記
憶領域を未使用に割り当てる事で行っても良い。
【０２７７】 図３２は、２次記憶ノード３２０を介するバックアップ・プロセスに於けるデ
ータ・フローの１例を示す。この実施例においては、データはまずフロント・エ
ンド処理装置３２２によって受け取られる。このフロント・エンド処理装置は図
２７を参照して一般的に説明したものである。フロント・エンド処理装置３２２
は、受け取った物理バックアップ・セグメントを内部メモリー３２３にバックア
ップ中の適切な実体に関するファイルとして記憶する。例えば、もし抽象ブロッ
ク・セットＬＢＯ＃１がバックアップ中なら、物理セグメントはその抽象ブロッ
ク・セットに関するファイル３２４に記憶される。１つ以上の抽象ブロック・セ
ットが仮想チャンネルを介して同時に転送中なら、フロント・エンド処理装置は
適切な物理データ・セグメントを適当するファイル、例えば３２４及び３２５に
ソートする。
【０２７８】 ファイルがある限界量、例えば１０メガビットに達すると、フロント・エンド
処理装置３２２は、抽象ブロック・セットのセグメントがテープにコピーする準
備が出来た事をバック・エンド処理装置３２６に通知する。そこで、バック・エ
ンド・データ・ムーバー３２６は抽象ブロック・セットのその部分を内部メモリ
ー３２３からテープ・ライブラリ装置３２１へコピーする。
【０２７９】 内部メモリー３２２がＳｙｍｍｅｔｒｉｘのような反復キャッシュ化ディスク
・アレーの場合には、物理バックアップ・セグメントは適切なファイル３２４、
３２５からバック・エンド・データ・ムーバー３２６によって後入れ先出し（Ｌ
ＩＦＯ）順にコピーされる。これはデータが内部メモリー３２３内のディスクか
らでなく、内部メモリー３２３内のキャッシュからコピーされる機会を増やすた
めに行われる。
【０２８０】 上述のように、１つ以上の抽象ブロック・セットが仮想チャンネルを介して同
時にバックアップされ得る。加えて、抽象ブロック・セットのセグメントは、固
定サイズの部分として書き込まれる。例えば、もし蓄積ファイル３２４、３２５
が物理バックアップ・セグメントを限界量（例えば１０メガ）まで蓄積したなら
、抽象ブロック・セットは、テープのインターリーブされたセグメントに記憶さ
れる。制御装置及び制御ステーション（２７１ｈ及び２７１ｇ）はこの情報のデ
ータベースを維持する事が出来る。加えて、適切な情報がテープの適切なヘッダ
とトレーラーに書き込まれ得る。
【０２８１】 図３３は、本発明の１実施例による装置によって書き込まれたバックアップ情
報を含むテープの１例を示す。 図３３において、テープは先頭部分３３０と終端部分３３２を有する。先頭部
分３３０は、通常のテープ・ヘッダ３３０ａ、及び場合によって２次記憶ノード
のための特定のテープ・ヘッダ３３０ｂとを含む。テープ・ヘッダ３３０ａ、３
３０ｂの後に、テープは、ファイル・マークで分離された、抽象ブロック・セッ
トのインターリーブされたセグメント（メタ・データを含む）３３８を含む。例
えば、インターリーブされたセグメントは、物理バックアップ・セグメントの一
連のコピー３３１ｂを含むレコード３３１を含む。セグメント・ヘッダ３３１ａ
とセグメント・トレーラー３３１ｃが、テープの他の部分から抽象ブロック・セ
ットのこの部分を識別し分離している。
【０２８２】 データ・ブロック３３１を含む抽象ブロック・セットの部分とのインターリー
ブは、これ及び他の抽象ブロック・セットに対する他の抽象ブロック・セットの
物理バックアップ・セグメント・レコードであり得る。加えて、レコード３３３
は、抽象ブロック・セット・メタ・データを含むように書き込まれ得る。このメ
タ・データ３３３ａは、上述の形式の内の任意の形式でよく、他の形式でも良い
。セグメント・ヘッダ情報３３１ａ及び３３３ａの１部として、例えば各抽象ブ
ロック・セットに一意に割り当てられた抽象ブロック・セット識別子を用いて、
適切な抽象ブロック・セットが識別できる。これは適切なテープ３３０、３３２
上のインターリーブされたレコードの識別と調整を可能にする。
【０２８３】 テープ３３２の終端には、テープ・ディレクトリ３３４が書き込まれ得る。同
様に、サーバー・テープ・トレーラー情報３３５も書き込まれ得る。テープの終
端には、テープ・カタログ３３６及びテープの終端をマークする２次記憶装置テ
ープ・トレーラー３３７が書き込まれ得る。
【０２８４】 テープのデータベースを用いて、適切な情報がバックアップ・テープから取り
出し得る。抽象ブロック・セットは、任意の順序で書き込まれたデータ・ブロッ
クを含むので、復元プロセスは、復元中の抽象ブロック・セットの部分を、任意
の順序で効果的に取り出し、書き込む事が出来る。これは、記憶管理アプリケー
ションが、抽象ブロック・セットの部分を含む各テープを識別し、それらのテー
プを１回だけマウントする（そして適切な部分を全て読み出す）ことを許す。も
ちろん、マウントされるべき最初のテープは、復元される抽象ブロック・セット
に対するメタ・データ・レコードを含むテープであろう。このため、メタ・デー
タをそのプロセスの最初に読み出す事を簡単にするために、メタ・データを、そ
のメタ・データを保持するテープ上に書き込まれた抽象ブロック・セットの全て
のセグメントの一端に記録する事が望ましいであろう。これは、データ・ブロッ
クが取り出される順序に独立に復元プロセスを進めるための、上述の適正なマッ
ピング・テーブルを形成する事を許す。
【０２８５】 上述の理由のために、抽象ブロック・セット内のデータ・ブロックを読みだし
、復元する事は任意の順序で出来る。その結果、２次記憶要素の構成部分として
テープが用いられる時、データの記憶及び取り出しの両方に対してテープを任意
の順序でマウントし、マウント解除する事が出来る。その結果、上述の実施例に
示したように、２次記憶要素の中に１つ以上のテープ・ドライブが有る場合、デ
ータ・ブロックはバックアップ中に書き込み、復元中に読みだし、複数の奴隷部
を用いて並行して用いることが出来る。
【０２８６】 図１４を参照して、データの並列書き込みは以下のように実行される。この例
においては、メタ・データの更新（ステップ１４７）は、完全に先行して行われ
る。この例においては、メタ・データは１次記憶要素内で読み出されているデー
タの物理アドレスであり得る。従って、全てのメタ・データは、実際のバックア
ップ・プロセスに先だって決定できる。この場合には、ステップ１４４、１４６
及び１４７は、並行して実行できる。即ち、物理バックアップ・セグメントが全
て識別されメタ・データが決定された（即ちステップ１４２）後で、データ・ブ
ロックは全て並列に読み出され、複数のテープに並列に書き込まれる。１つの実
施例においては、最後のテープ（ランダムに選択されたであろう）は、そのテー
プの上の抽象ブロック・セットの１部であるデータ・ブロックの全ての最後にメ
タ・データを記憶できる。
【０２８７】 並列復元操作の１例を図１５を参照して説明する。上述のように、ステップ１
５０−１５３に於て、論理オブジェクトの復元用のマッピングが決定される。こ
の復元がテープからのものである場合、抽象ブロック・セットのメタ・データは
先行して取り出され得る。上述のように、これがなされた後、抽象ブロック・セ
ットは任意の順序で復元できる。従って、抽象ブロック・セットも、復元用の複
数のテープ・ドライブを用いて、並列に復元できる。この場合には、ステップ１
５４−１５８は、復元中の抽象ブロック・セットのデータ・ブロックを復元する
ための複数のテープ（又は他の媒体）を用いて並列に実行できる。
【０２８８】 仮想チャンネルを用いる実施例においては、別々の仮想チャンネルがデータの
転送用の並行経路のそれぞれとして確立されている。例えば、別々の仮想チャン
ネルは、各テープ・ドライブ用に確立される。他の実施例では、単一の仮想チャ
ンネルが確立されているが、その仮想チャンネルに入るチャンネル・データに複
数のテープ・ドライブを許す。これは、テープ・ドライブからデータを読み出す
速度は、２次記憶ノードから１次記憶ノードへデータを転送する能力より遅いの
で、特に効果的である。テープ・ドライブの並列読み出しを許す事は、復元の速
度をデータ転送の能力及びそのデータを受け取る１次記憶要素の能力に近づける
事を許す。
【０２８９】 １次記憶要素と２次記憶要素との間のバックアップ及び復元操作に関連して上
述の多くの実施例の説明をしてきたが、本願発明の多くの側面はより広い応用を
有している。単なる１例であるが、抽象ブロック・セットは、任意のデータ転送
に用い得る。他の例として、２次記憶ノードの応用は、単なるバックアップ及び
復元操作より大きなものであり得る。このような記憶ノードは、階層的な記憶管
理や仮想ディスクの操作及びその他の応用にも用いることができる。
【０２９０】 上述の種々の方法は、コンピュータをプログラムし、制御するために用いる、
フロッピー（登録商標）・ディスク、コンパクト・ディスク又は他の記憶装置上
のソフトウエアとして実現できる。コンピュータは、開示したプロセスのステッ
プを実行し、又は開示したブロック図と等価な構成を実現する、ワークステーシ
ョン、メインフレーム又はパーソナルコンピュータのような汎用コンピュータで
あり得る。ソフトウエアは、完全なシステム、又は現状のシステムの改良として
、システムが開示した方法を実行するように、ディスケットに含まれ得る。
【０２９１】 本願発明の実施例を説明したが、種々の修正や改良が当業者には自明であり、
これらは本願発明の範囲に含まれるものと解釈する。従って、上述の説明は単に
例示のためであって、本願発明の限定を意図するものではない。本願発明の範囲
は請求項の記載によってのみ規定されるものである。
【図面の簡単な説明】
【図１】 アプリケーション・レベルから物理システムの記憶へ、及びその
逆のデータ変換の例を示す図。
【図２】 図２Ａは、論理ボリュームと物理記憶装置との間の関係の例を示
す図。 図２Ｂは、論理ファイルを物理記憶システムへマッピングする例を示す図。 図２Ｃは、論理オブジェクトを物理記憶装置へマッピングする他の例を示す図
。
【図３】 図３Ａは、異なる物理記憶装置上のミラーリングの例を示す図。 図３Ｂは、物理記憶装置上の冗長パリティー情報の例を示す図。
【図４】 記憶装置の単一アレイ内の複数の冗長グループの例を示す図。
【図５】 バックアップ記憶システムの例を示す図。
【図６】 １次記憶システム上のデータの直接バックアップ用の機構を含む
バックアップ記憶システムの実施例を示す図。
【図７】 記憶システムの例を示す図。
【図８】 本発明の実施例による、エンタープライズ・ホスト・ドメインと
エンタープライズ記憶ドメイン又はネットワークとを有するように構成された、
コンピュータ記憶システムの例を示す図。
【図９】 本発明の実施例による、エンタープライズ・ホスト・ドメインと
エンタープライズ記憶ドメインとを含む、コンピュータ・システムの他の例を示
す図。
【図１０】 論理オブジェクトをコピー又はバックアップする方法の実施例
を示す図。
【図１１】 図１１Ａは、本発明の実施例による、ホスト・ドメイン及び記
憶ドメインを含む、コンピュータ・システムの構成要素のいくつかの例を示す図
。 図１１Ｂは、本発明の実施例による、ホスト・ドメインと記憶ドメインに分割
された、コンピュータ・システムの構成要素の他の実施例を示す図。
【図１２】 コンピュータ記憶システム内のデータをコピー又はバックアッ
プする方法の実施例を示す図。
【図１３】 本発明の実施例による、論理オブジェクトを物理記憶装置上に
マッピングし、コピー又はバックアップ用の抽象ブロック・セットを形成する例
を示す図。
【図１４】 抽象ブロック・セットを形成する方法の実施例を示す図。
【図１５】 抽象ブロック・セットから論理オブジェクトをコピーし、又は
復元する方法の実施例を示す図。
【図１６】 論理オブジェクトをメモリーの新しい領域へ復元するために、
論理オブジェクトのメタ・データの２つの形式を再マッピング・テーブルに組み
合わせる例を示す図。
【図１７】 本発明の実施例による、コンピュータ・システムにわたる論理
オブジェクトの記憶と、トラック・サイズに対応する物理バックアップ・セグメ
ントを用いる抽象ブロック・セットの形成の例を示す図。
【図１８】 データ・ブロックのサイズより大きな物理バックアップ・セグ
メント粒状性を有する抽象ブロック・セットのメタ・データの実施例を示す図。
【図１９】 バックアップ中の論理オブジェクトに対する更新を防止しなが
ら、論理オブジェクトのバックアップをする方法の実施例を示す図。
【図２０】 本発明の実施例による、バックアップ・プロセス中の論理オブ
ジェクト内の情報の更新の回避を許す、物理バックアップ・セグメントのマーカ
ーを含むシステムの例を示す図。
【図２１】 差分バックアップを許す方法の実施例を示す図。
【図２２】 システムの物理レベルの変更を追跡し、これらの変更を論理情
報に変換する実施例を示す図。
【図２３】 本発明の実施例による、論理オブジェクト上の差分バックアッ
プ実行の例を示す図。
【図２４】 本発明の実施例による、論理オブジェクトのバックアップ用の
全及び差分論理バックアップ・オブジェクトの形成の例を示す図。
【図２５】 本発明の実施例による、抽象ブロック・セットと差分抽象ブロ
ック・セットを単一の全抽象ブロック・セットに組み合わせる例を示す図。
【図２６】 新しい全抽象ブロック・セットを作るために、差分抽象ブロッ
ク・セットと全抽象ブロック・セットとを組み合わせる方法の実施例を示す図。
【図２７】 本発明の実施例による、２次記憶ノードを用いて、１次記憶ノ
ード上のデータをバックアップするためのシステムの例を示す図。
【図２８】 コピー又はバックアップのためのデータの任意の同期転送の状
態遷移の実施例を示す図。
【図２９】 バックアップされた論理オブジェクトの非同期復元の状態遷移
の実施例を示す図。
【図３０】 システム及び、１次記憶ノードからバックアップ情報のコピー
を送るためのシステム内でのデータフローの実施例を示す図。
【図３１】 １次記憶ノードからデータを送る方法の実施例を示す図。
【図３２】 バックアップ媒体への情報の書き込みの制御の為の構造とデー
タフローの実施例を示す図。
【図３３】 バックアップ抽象ブロック・セットを書き込まれたテープ媒体
の例を示す図。
【手続補正書】
【提出日】平成１３年３月２１日（２００１．３．２１）
【手続補正１】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図１
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図１】
【手続補正２】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図２】
【手続補正３】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図４
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図４】
【手続補正４】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図５
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図５】
【手続補正５】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図６
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図６】
【手続補正６】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図７
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図７】
【手続補正７】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図８
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図８】
【手続補正８】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図９
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図９】
【手続補正９】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図１０
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図１０】
【手続補正１０】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図１１
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図１１】
【手続補正１１】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図１２
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図１２】
【手続補正１２】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図１４
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図１４】
【手続補正１３】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図１５
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図１５】
【手続補正１４】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図１７
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図１７】
【手続補正１５】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図１９
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図１９】
【手続補正１６】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２１
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図２１】
【手続補正１７】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２２
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図２２】
【手続補正１８】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２３
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図２３】
【手続補正１９】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２４
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図２４】
【手続補正２０】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２５
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図２５】
【手続補正２１】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２６
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図２６】
【手続補正２２】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２７
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図２７】
【手続補正２３】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図３０
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図３０】
【手続補正２４】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図３１
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図３１】
【手続補正２５】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図３２
【補正方法】変更
【補正の内容】
【図３２】
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ビットナー，ハイム イスラエル国43560 ラアナナ，ハグダッ ド・ハイブリ・ストリート ４ (72)発明者 ガルトズー，シャロン イスラエル国ホーローン，ケドシェイ・カ ヒブ ６ (72)発明者 イッシュ−シャロム，アリエル・ジェイ イスラエル国69207 テルアビブ，ハソボ リアン・ストリート 17 (72)発明者 ケデム，ナダブ イスラエル国69203 テルアビブ，タゴー ル・ストリート 37 (72)発明者 クリクラー，サムエル イスラエル国47402 ラマト・ハシャロン， ボアズ ６／６ (72)発明者 アーノン，ダン アメリカ合衆国マサチューセッツ州02116， ボストン，モントゴメリー・ストリート 78 Ｆターム(参考） 5B065 BA01 CA01 CA11 ZA02 ZA05 5B082 CA00 FA04

Claims (25)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 ホスト・コンピュータを含むホスト・ドメインと、 前記ホスト・ドメインに接続され、複数の１次記憶装置と、２次記憶装置と、
    前記複数の１次記憶ノード及び２次記憶装置に接続された交換ネットワークとを
    含む記憶ドメインと、 からなるコンピュータ・システム。
  2. 【請求項２】 請求項１に記載のシステムにおいて、 更に、前記２次記憶装置に直接接続される付加的な１次記憶装置を含むことを
    特徴とする、コンピュータ・システム。
  3. 【請求項３】 請求項１に記載のシステムにおいて、 前記１次記憶装置の内の少なくとも１つが、キャッシュ化ディスク・アレイで
    あることを特徴とする、コンピュータ・システム。
  4. 【請求項４】 請求項１に記載のシステムにおいて、 前記２次記憶装置が、前記ネットワーク上のデータを並列に送受信するために
    前記ネットワークに接続する複数のポートを含むことを特徴とする、コンピュー
    タ・システム。
  5. 【請求項５】 請求項４に記載のシステムにおいて、 前記２次記憶装置が、それぞれ前記ポートに接続する複数のデータ・ムーバー
    を含むことを特徴とする、コンピュータ・システム。
  6. 【請求項６】 請求項１に記載のシステムにおいて、 前記複数のコンピュータが、異種のものであることを特徴とする、コンピュー
    タ・システム。
  7. 【請求項７】 請求項１に記載のシステムにおいて、 更に、前記１次記憶装置の内の１つから前記２次記憶装置へ第１の接続を介し
    て直接第１の論理オブジェクトを転送する手段を含むことを特徴とする、コンピ
    ュータ・システム。
  8. 【請求項８】 請求項７に記載のシステムにおいて、 更に、前記１次記憶装置の内の１つから前記２次記憶装置へ第２の接続を介し
    て直接第２の論理オブジェクトを転送する手段を含むことを特徴とする、コンピ
    ュータ・システム。
  9. 【請求項９】 請求項１に記載のシステムにおいて、 更に、前記１次記憶装置の内の１つに記憶されている論理オブジェクトから抽
    象ブロック・セットを形成する手段を含むことを特徴とする、コンピュータ・シ
    ステム。
  10. 【請求項１０】 請求項１に記載のシステムにおいて、 前記２次記憶装置が、テープ・ライブラリ装置を含むことを特徴とする、コン
    ピュータ・システム。
  11. 【請求項１１】 異種の複数のホスト・コンピュータと、 それぞれ前記ホスト・コンピュータの内の少なくとも１つと関連する、複数の
    １次記憶装置と、 前記複数の１次記憶装置に接続され、前記ホスト・コンピュータのそれぞれか
    らバックアップ・データを受け取るように構成されている２次記憶装置と、 からなるコンピュータ・システム。
  12. 【請求項１２】 請求項１１に記載のシステムにおいて、 前記１次記憶装置の内の少なくとも１つが、キャッシュ化ディスク・アレイで
    あることを特徴とする、コンピュータ・システム。
  13. 【請求項１３】 請求項１１に記載のシステムにおいて、 更に、前記１次記憶装置の内の１つに記憶されている論理オブジェクトから抽
    象ブロック・セットを形成する手段を含むことを特徴とする、コンピュータ・シ
    ステム。
  14. 【請求項１４】 請求項１１に記載のシステムにおいて、 前記２次記憶装置が、データを並列に送受信するために複数のポートを含むこ
    とを特徴とする、コンピュータ・システム。
  15. 【請求項１５】 請求項１４に記載のシステムにおいて、 前記２次記憶装置が、それぞれ前記ポートに接続する複数のデータ・ムーバー
    を含むことを特徴とする、コンピュータ・システム。
  16. 【請求項１６】 請求項１１に記載のシステムにおいて、 更に、前記１次記憶装置の内の１つから前記２次記憶装置へ第１の接続を介し
    て直接第１の論理オブジェクトを転送する手段を含むことを特徴とする、コンピ
    ュータ・システム。
  17. 【請求項１７】 請求項１６に記載のシステムにおいて、 更に、前記１次記憶装置の内の１つから前記２次記憶装置へ第２の接続を介し
    て直接第２の論理オブジェクトを転送する手段を含むことを特徴とする、コンピ
    ュータ・システム。
  18. 【請求項１８】 請求項１１に記載のシステムにおいて、 前記２次記憶装置が、テープ・ライブラリ装置を含むことを特徴とする、コン
    ピュータ・システム。
  19. 【請求項１９】 １次記憶要素から２次記憶要素へデータを転送する方法で
    あって、 １次記憶要素の第１のものから２次記憶要素へ、第１の論理オブジェクトを２
    次記憶要素へ転送するための第１の接続を自動的に確立するステップと、 前記第１の接続を介して前記１次記憶要素の第１のものから前記２次記憶要素
    へ前記第１の論理オブジェクトを直接転送するステップと、 からなるデータ転送方法。
  20. 【請求項２０】 請求項１９に記載の方法において、 更に、１次記憶要素の第２のものから２次記憶要素へ、第２の論理オブジェク
    トを２次記憶要素へ転送するための第２の接続を自動的に確立するステップと、 前記第２の接続を介して前記１次記憶要素の第２のものから前記２次記憶要素
    へ前記第２の論理オブジェクトを直接転送するステップと、 を含むことを特徴とするデータ転送方法。
  21. 【請求項２１】 請求項２０、２４、２５に記載の方法において、 前記第１の論理オブジェクトを転送するステップと、前記第２の論理オブジェ
    クトを転送するステップが並行して実行されることを特徴とするデータ転送方法
    。
  22. 【請求項２２】 請求項２０、２４、２５に記載の方法において、 前記第１の論理オブジェクトと前記第２の論理オブジェクトが、異種のオペレ
    ーティング・システムによって生成されることを特徴とするデータ転送方法。
  23. 【請求項２３】 請求項１９に記載の方法において、 前記自動的に確立するステップが、ネットワークを介する経路を確立するステ
    ップからなることを特徴とするデータ転送方法。
  24. 【請求項２４】 請求項１９に記載の方法において、 前記２次記憶要素が、テープ・ライブラリ装置からなることを特徴とするデー
    タ転送方法。
  25. 【請求項２５】 請求項１９に記載の方法において、 前記２次記憶要素が複数のデータ・ムーバーからなり、 前記自動的に確立するステップが、前記データ・ムーバーの少なくとも１つを
    選択するステップからなることを特徴とするデータ転送方法。
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