JP2006065773A - 計算機システム及び同システムに適用される論理ユニット切り替え方法 - Google Patents

Abstract

【課題】ディスクアレイ内のある論理ユニット上のデータへのアクセス性能が劣化した場合に、そのアクセス性能を、複雑な仕組みを用いずに簡単に回復できるようにする。
【解決手段】ストレージ装置１０内のディスクアレイ１１Ｘ，１１Ｙには、それぞれ論理ユニットＬＵ１１０Ｘ，１１０Ｙが予め構築されている。ホスト２０内のパス２重化機構２１は、任意の論理ユニットへの多重化されたアクセスパスをアプリケーションに対して１つに見せるように、当該アクセスパスを管理する。ホスト２０内のレプリケーション制御コマンド発行機構２２は、特定のレプリケーション制御コマンドをストレージ装置１０のコントローラ１２に発行することにより、ＬＵ１１０ＸのコピーをＬＵ１１０Ｙに持たせる。パス２重化機構２１は、ＬＵ１１０Ｘの性能が想定よりも低い場合に、ＬＵ１１０ＸへのアクセスパスからＬＵ１１０Ｙへのアクセスパスに切り替える。
【選択図】 図１

Description

本発明は、第１の論理ユニットが構築される第１のディスクアレイ、及び第２の論理ユニットが構築される第２のディスクアレイを含むストレージ装置と、このストレージ装置を利用するホストとを備えた計算機システムに係り、特に第１の論理ユニットの性能が想定よりも低い場合に第１の論理ユニットに代えて第２の論理ユニットを利用可能とするための、計算機システム及び同システムに適用される論理ユニット切り替え方法に関する。

近年、ストレージ装置の大容量化が著しい。この種のストレージ装置は、複数のディスク（ディスクドライブ）からなるＲＡＩＤ（Redundant Array of Inexpensive DisksまたはRedundant Array of Independent Disks）構成のディスクアレイを備えているのが一般的である。また、このＲＡＩＤ構成のディスクアレイの領域が、複数の論理ユニット（ＬＵ）に分割して管理されるストレージ装置も知られている。各論理ユニットは、ストレージ装置を利用するホスト計算機からは、それぞれ１つの論理ボリューム（ディスクボリューム）として認識される。

従来のストレージ装置では、ＲＡＩＤ（ＲＡＩＤ構成のディスクアレイ）は、予め想定されたアクセスパターンに従い、固定された構成として設計されるのが一般的であった。ところが、アクセスパターンの予測は難しく、実際のシステムと比べてどうしても違いが生じてしまう。そのため従来は、システムを実際に運用して、ある論理ユニット上のデータへのアクセス性能が満たされなかった場合には、ＲＡＩＤの再設計が行われている。ここでは、できるだけ各ディスクへのアクセスが均一化されるように、論理ユニットの割り当てが行われる。しかし、時間の経過と共にアクセスパターンに変動が生じ、一度決めたＲＡＩＤ構成が常に最適であるとは限らない。特に、ストレージ装置全体の容量の増加によって、取り扱わなければならないディスクの数が増えると、性能を考慮したＲＡＩＤ設計は一層難しいものとなる。

そこで最近は、ディスクアレイ装置（ストレージ装置）内でアクセスが集中している論理ボリューム（論理ユニット）から、同じディスクアレイ装置内または他のディスクアレイ装置内でアクセスが集中していない論理ボリュームへのデータ移動を行う技術（以下、先行技術と称する）が提案されている（例えば、特許文献１参照）。この先行技術では、各ディスクアレイ装置のディスクアレイ制御装置により、そのディスクアレイ装置内の各論理ボリュームのビジー率が計測される。計測された各論理ボリュームのビジー率は、マネージメントサーバによって収集される。マネージメントサーバは、収集された各論理ボリュームのビジー率に基づき、アクセスが集中している論理ボリュームを移動元論理ボリュームとして選択すると共に、アクセスが集中していない論理ボリュームを移動先論理ボリューム（移動ターゲット）として選択する。そしてマネージメントサーバは、移動元論理ボリュームから、同じディスクアレイ装置内または他のディスクアレイ装置内の移動先論理ボリュームへのデータ移動を制御することで、アクセスが集中しているデータを抱える論理ボリュームのビジー率を抑制する。この論理ボリューム間のデータ移動は、ディスクアレイ装置を利用するホスト（アプリケーションサーバ）からは認識されない。そこでマネージメントサーバは、ホストから認識される論理ボリューム（上位論理ボリューム）と実際の論理ボリュームとの対応付けを行う。この対応付けの情報は、各ホストと各ディスクアレイ装置との接続を切り替えるスイッチ装置に保持される。
特開２００３−２９６１５４（段落００２８乃至００３６、図１及び図６）

上記した先行技術においては、ディスクアレイ装置内でアクセスが集中している論理ボリュームから、同じディスクアレイ装置内または他のディスクアレイ装置内でアクセスが集中していない論理ボリュームへのデータ移動を、マネージメントサーバの制御によって、ホスト（アプリケーションサーバ）から独立に行うことで、アクセスが集中しているデータを抱える論理ボリュームのビジー率を抑制している。

しかし上記先行技術においては、専用のマネージメントサーバを必要とする。また、上記論理ボリューム間のデータ移動はホストから認識されないため、マネージメントサーバは、ホストからのアクセス要求が正しく処理されるように、ホストから認識される論理ボリューム（上位論理ボリューム）と実際の論理ボリュームとを対応付ける情報を生成して、各ホストと各ディスクアレイ装置との接続を切り替えるスイッチ装置内に保持する必要がある。

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、特定のディスクアレイへの負荷の集中によって、当該ディスクアレイ内のある論理ユニット上のデータへのアクセス性能が劣化した場合に、その論理ユニットへのパスを、ホストからストレージ装置へのパスを２重化するパス切り替え機能を利用して、別のディスクアレイ内に確保された論理ユニットへのパスに切り替えることにより、そのデータへのアクセス性能を、複雑な仕組みを用いることなく簡単に回復させることができる計算機システム及び同システムにおける論理ユニット切り替え方法を提供することにある。

本発明の１つの観点によれば、ストレージ装置と、このストレージ装置を利用するホストとを具備する計算機システムが提供される。上記ストレージ装置は、第１の論理ユニットが構築される第１のディスクアレイと、第２の論理ユニットが構築される第２のディスクアレイと、上記第１及び第２のディスクアレイへのアクセスを制御するコントローラであって、レプリケーション制御コマンドを実行可能なコントローラとを備える。一方、上記ホストは、特定のレプリケーション制御コマンドを上記ストレージ装置のコントローラに発行することにより上記第１の論理ユニットのコピーを上記第２の論理ユニットに持たせるレプリケーション制御コマンド発行手段と、上記ストレージ装置内の任意の論理ユニットへの多重化されたアクセスパスをアプリケーションに対して１つに見せるパス２重化手段であって、上記第１の論理ユニットへのアクセスパスと上記第１の論理ユニットに代えて上記第２の論理ユニットが用いられる際に当該第２の論理ユニットをアクセスするのに必要な当該第２の論理ユニットへのアクセスパスとを共通のアクセスパスとして予め登録し、通常は第１の論理ユニットへのアクセスパスを用い、当該第１の論理ユニットの性能が想定よりも低い場合に当該第１の論理ユニットへのアクセスパスから第２の論理ユニットへのアクセスパスに切り替えるパス２重化手段とを備える。

このような構成において、レプリケーション制御コマンド発行手段によってストレージ装置に対して特定のレプリケーション制御コマンドが発行されることにより、第２の論理ユニットは、第１の論理ユニットのコピーを持つ。そこで、第１の論理ユニットの性能が想定よりも低い場合に、パス２重化手段によって当該第１の論理ユニットへのアクセスパスから第２の論理ユニットへのアクセスパスに切り替えることにより、アプリケーションからの上記共通のアクセスパスへのアクセスは、ホストにおいて第１の論理ユニットへのアクセスから第２の論理ユニットへのアクセスに変換され、上記共通のアクセスパスへのアクセス性能を回復させることが可能となる。しかも、アクセス性能の回復は、ホストが一般に有している、当該ホストからディスクアレイ内の論理ユニットへのアクセスパスを２重化する機能と、第２の論理ユニットの内容を第１の論理ユニットに同期化させるためのレプリケーション制御コマンドを発行する機能とを利用することで、特別の仕組みを必要とせずに簡単に実現可能である。

ここで、上記第２の論理ユニットを、予め上記第１の論理ユニットと同一容量の論理ユニットとして構築しておくと共に、上記特定のレプリケーション制御コマンドとして、第１の論理ユニットへの書き込みが発生する都度、その書き込みの内容を第２の論理ユニットに反映させることで、当該第２の論理ユニットの内容を常時第１の論理ユニットに同期化させるコマンドを用い、当該特定のレプリケーション制御コマンドが、第１及び第２の論理ユニットの使用が開始される前に発行される構成とすると良い。このようにすると、第１の論理ユニットの性能が想定よりも低いことが判明した場合に、第１の論理ユニットへのアクセスパスから第２の論理ユニットへのアクセスパスに直ちに切り替えることが可能となる。

また、上記第２の論理ユニットを、予め最小サイズの容量の論理ユニットとして構築しておき、第１の論理ユニットの性能が想定よりも低いことが判明した場合に、当該第２の論理ユニットを、アクセスパスの切り替えの前に第１の論理ユニットと同一容量に拡張させ、しかる後に上記特定のレプリケーション制御コマンドとして、第２の論理ユニットの内容を第１の論理ユニットに同期化させるコマンドを発行し、第２の論理ユニットの内容が第１の論理ユニットに同期化させられた後に、上記アクセスパスの切り替えが行われる
構成とすることも可能である。このようにすると、第１の論理ユニットの性能が想定よりも低いことが判明した場合、アクセスパスの切り替えの前に、第２の論理ユニットの容量拡張と、その容量拡張後の第２の論理ユニットの内容を第１の論理ユニットに同期化させるためのコピー処理を行う必要があるものの、第２のディスクアレイのディスク容量を柔軟に利用できる。

本発明によれば、特定のディスクアレイ（第１のディスクアレイ）への負荷の集中によって、当該ディスクアレイ内のある論理ユニット（第１の論理ユニット）上のデータへのアクセス性能が劣化した場合に、その論理ユニットへのパスを、ホストからストレージ装置へのパスを２重化するパス切り替え機能を利用して、別のディスクアレイ（第２のディスクアレイ）内に確保された論理ユニット（第２の論理ユニット）にシステム運用中に切り替えることにより、そのデータへのアクセス性能を、複雑な仕組みを用いることなく簡単に回復させることができる。これにより、システム設計も容易に行えるようになる。

以下、本発明の一実施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ストレージ装置を備えた計算機システムの構成を示すブロック図である。この計算機システムは、ストレージ装置１０と、当該ストレージ装置１０を外部記憶装置として利用するホスト（ホスト計算機）２０とから構成される。

ストレージ装置１０は、複数のディスクアレイ、例えばＲＡＩＤ構成の２つのディスクアレイ１１Ｘ及び１１Ｙと、コントローラ（アレイコントローラ）１２とを備えている。ここで、ディスクアレイ１１Ｘ及び１１ＹのＲＡＩＤレベルは任意である。例えば、ディスクアレイ１１ＸがＲＡＩＤ５レベルを適用し、ディスクアレイ１１ＹがＲＡＩＤ１＋０レベルを適用しても良い。ディスクアレイ１１Ｘ及び１１Ｙは、それぞれ複数のディスクドライブ、例えば複数の磁気ディスクドライブ（以下、ＨＤＤと称する）から構成される。ディスクアレイ１１Ｘの記憶領域には、ホスト２０から認識可能な、少なくとも１つの論理ユニット、例えば１つの論理ユニット（以下、ＬＵと称する）１１０Ｘが構築されている。同様に、ディスクアレイ１１Ｙの記憶領域には、ホスト２０から認識可能な、少なくとも１つのＬＵ、例えば１つのＬＵ１１０Ｙが構築されている。

コントローラ１２は、ディスクアレイ１１Ｘ及び１１Ｙ（を構成する複数のＨＤＤ）と接続されている。コントローラ１２は、ホスト２０からレプリケーション制御コマンドが与えられた場合に、当該コマンドに従うレプリケーション制御を行う機能を有する。レプリケーション制御コマンドは複数種類用意されており、その代表は論理ユニット間のデータコピーを指示するレプリケーション制御コマンドである。

ホスト２０は、ストレージ装置１０内のコントローラ１２と、少なくとも１本のパス（物理パス）、例えば２本のパス３０-0及び３０-1を介して接続されている。これにより、パス３０-0及び３０-1のいずれか一方に障害が発生しても、ホスト２０はストレージ装置１０にアクセスできる。なお、コントローラ１２が２重化された構成とすることも可能である。

ホスト２０は、パス２重化機構２１と、レプリケーション制御コマンド発行機構２２とを備えている。パス２重化機構２１は、ストレージ装置１０内の任意のＬＵへの多重化されたアクセスパスを、ホスト２０上で動作するアプリケーション（アプリケーションソフトウェア）に対して１つに見せる周知の機能を有するドライバである。このパス２重化機構２１は、ホスト２０がパス２重化ソフトウェアを実行することにより実現される。このパス２重化機構２１により、ホスト２０上で動作するアプリケーションは、多重化されたアクセスパスを意識する必要がない。レプリケーション制御コマンド発行機構２２は、ストレージ装置１０に対してレプリケーション制御コマンドを発行する機能を有する。

次に、図１の計算機システムにおける動作の概要について、ＬＵ１１０ＸからＬＵ１１０Ｙへの切り替えを例に説明する。

今、ディスクアレイ１１Ｘへのアクセスが想定よりも多く、当該ディスクアレイ１１Ｘ内のＬＵ１１０Ｘの性能が十分に確保できないものとする。一方、ディスクアレイ１１Ｙには、ＬＵ１１０Ｘと同一容量のＬＵ１１０Ｙが、当該ディスクアレイ１１Ｘのデータの移動先の候補として予め確保されているものとする。

ホスト２０は、上述のようにディスクアレイ１１Ｘ内のＬＵ１１０Ｘの性能が十分に確保できない場合、アクセス性能が劣化したディスクアレイ１１Ｘ内のＬＵ１１０Ｘのデータを、ディスクアレイ１１Ｙ内のＬＵ１１０Ｙにコピー（移動）させる。このデータ移動の後、ホスト２０は、当該ホスト２０内のパス２重化機構２１により、アクセスパスをデータ移動先となったＬＵ１１０Ｙに切り替えるためのパス切り替えを行う。以後、アプリケーションからパス（仮想パス）ＶのＬＵ（仮想ＬＵ）１００（図２参照）へのアクセス要求が出された場合、アクティブパス０−Ｙ（アクティブパス０−Ｙの障害時には待機パス１−Ｙ）を介してＬＵ１１０Ｙがアクセスされ、アクセス性能の回復が図られる。

ところで、ＬＵ１１０Ｘの容量によっては、このデータ移動には長時間を要する。そこで本実施形態では、ホスト２０のレプリケーション制御コマンド発行機構２２が持つレプリケーション制御コマンドを発行する機能と、ストレージ装置１０（内のコントローラ１２）が持つレプリケーション制御コマンドを実行する機能とを利用して、即ち図１の計算機システムにおけるつまりレプリケーション機能を利用して、ＬＵ１１０Ｙの内容をＬＵ１１０Ｘに常時同期させ、ＬＵ１１０Ｘの複製がＬＵ１１０Ｙに格納されるようにしている。具体的には、レプリケーション元としてＬＵ１１０Ｘが、レプリケーション先としてＬＵ１１０Ｙが指定されたレプリケーション制御コマンド、つまり同期（ｓｙｎｃ）コマンドを、レプリケーション制御コマンド発行機構２２からストレージ装置１０のコントローラ１２に発行する。これによりコントローラ１２は、ＬＵ１１０Ｘへのデータ書き込みが発生した場合に、その書き込みをＬＵ１１０Ｙにも行わせる（反映させる）。

このように、ＬＵ１１０Ｙの内容をＬＵ１１０Ｘに常時同期させている場合には、ＬＵ１１０Ｘの性能が十分に確保できないことが判定された段階でのデータ移動処理は必要なく、アクセスパスの切り替えを行うだけで良い。

アクセスパスの切り替えには、ホスト２０のパス２重化機構２１が持つアクセスパスを切り替える機能が、次のように利用される。パス２重化機構２１は一般に、多重化されたアクセスパスを、通常アクセスに用いるアクティブパス（Ａ）と、アクティブパスが故障した際にアクセスを切り替えるための待機（スタンバイ）パス（Ｓ）とに分類して、当該パス２重化機構２１内に登録する機能を有する。そこで本実施形態では、パス２重化機構２１によるアクセスパス（つまりアクティブパスと待機パス）の登録時に、データ移動先のアクセスパス（つまりアクティブパスに対応するデータ移動後パスと待機パスに対応するデータ移動後パス）もデータ移動元のアクセスパスと共通のアクセスパスとして登録させることによって、データ移動後のパス切り替えを可能にする。

即ち、パス２重化機構２１による通常のアクセスパス登録は、
（アクティブパス，待機パス）
の組み合わせで行われる。これに対して本実施形態でのアクセスパスの登録は、
（アクティブパス，アクティブパスに対応するデータ移動後パス，
待機パス，待機パスに対応するデータ移動後パス）
の組み合わせで行われる。

図１の例であれば、ＬＵ１１０Ｘに対する通常のアクセスパス登録の組み合わせは、
（パス０−Ｘ，パス１−Ｘ）
となる。これに対して本実施形態でのアクセスパス登録の組み合わせは、
（パス０−Ｘ，パス１−Ｘ，パス０−Ｙ，パス１−Ｙ）
となる。この場合、データ移行後は、アクセスパスは（パス０−Ｘ，パス１−Ｘ）から（パス０−Ｙ，パス１−Ｙ）に切り替えられる。

なお、アクセスパスの表記法は、ホスト２０で適用されるＯＳ毎に異なる。例えばＬｉｎｕｘでは個々のアクセスパスに／ｄｅｖ／ｓｄＸ（Ｘはアルファベット）という名称がつけられる。ＡＩＸ（登録商標）ではｈｄｉｓｋＸＸ（Ｘは数字）である。

次に、ＬＵ１１０ＸからＬＵ１１０Ｙへの切り替えの詳細について、図２及び図３を参照して説明する。なお、図２は図１の計算機システムにおけるＬＵ１１０ＸからＬＵ１１０Ｙへの切り替え前の状態と切り替え後の状態とを対比して示す図、図３は論理ユニット切り替え手順を示すフローチャートである。

まず、ホスト２０内のパス２重化機構２１によってアクセスパスの組み合わせ（パス０−Ｘ，パス１−Ｘ，パス０−Ｙ，パス１−Ｙ）が登録され、且つＬＵ１１０Ｘに対するアクティブパス０−Ｘ及び待機パス１−Ｘが、パス２重化機構２１によって仮想的に１つのＬＵ（仮想ＬＵ）１１０への仮想パスＶに関連付けされているものとする。図２（ａ）は、このときの図１の計算機システムの状態を示す。なお、図中のＡは対応するパスがアクティブパスであり、Ｓは対応するパスが待機パスであることを示す。

ここで、ディスクアレイ１１Ｘ内のＬＵ１１０Ｘのアクセス性能が想定よりも低いために、当該ＬＵ１１０Ｘのデータをディスクアレイ１１Ｙ内のＬＵ１１０Ｙに移動して、アクセスパスを切り替えたいものとする。このとき、ＬＵ１１０Ｙの内容はＬＵ１１０Ｘに同期している。したがって、ホスト２０は、ＬＵ１１０ＸからＬＵ１１０Ｙへのデータ移動のための処理を行うことなく、ＬＵ１１０ＸからＬＵ１１０Ｙへのアクセスパスの切り替えを次のように行う。

まずホスト２０は、現在実行中のアプリケーションを一旦停止する（ステップＳ１）。これは、データバックアップ作業時にデータ整合性保証のためにアプリケーションを停止するのと同様である。つまりステップＳ１は、アクセスパスの切り替えが行われている間のアプリケーションの実行により、ＬＵ１１０ＸとＬＵ１１０Ｙの内容に一貫性がなくなるのを防止するために行われる。

次に、ホスト２０のレプリケーション制御コマンド発行機構２２からストレージ装置１０のコントローラ１２に対し、ＬＵ１１０Ｙを、ＬＵ１１０Ｘに同期させている状態から切り離すためのレプリケーション制御コマンド、つまりスプリット（ｓｐｌｉｔ）コマンドを発行する（ステップＳ２）。これによりコントローラ１２は、ＬＵ１１０ＹをＬＵ１１０Ｘ（との同期状態）から切り離す。

ホスト２０（上で動作するＯＳ）は、アクセスパスの切り替えを指示するコマンドをパス２重化機構２１に対して発行することで、当該パス２重化機構２１によりアクセスパスをＬＵ１１０ＸからＬＵ１１０Ｙに切り替えさせる（ステップＳ３）。これにより、アクティブパス（Ａ）がパス０−Ｘからパス０−Ｙに、待機パス（Ｓ）がパス１−Ｘからパス１−Ｙに切り替えられる。つまり、ＬＵ１１０ＸへのアクセスパスがＬＵ１１０Ｙへのアクセスパスに切り替えられる。このとき、パスＶに関連付けられるアクセスパスが、ＬＵ１１０Ｘに対するアクティブパス０−Ｘ及び待機パス１−ＸからＬＵ１１０Ｙに対するアクティブパス０−Ｙ及び待機パス１−Ｙに切り替えられる。図２（ｂ）は、このときの図１の計算機システムの状態を示す。

ホスト２０は、ＬＵ１１０Ｘへのアクティブパス０−Ｘ（つまり旧アクティブパス）を、パス２重化機構２１によって使用不可の状態に設定させる（ステップＳ４）。そしてホスト２０は、一旦停止していたアプリケーションを再開する（ステップＳ５）。

［変形例］
上記実施形態では、ディスクアレイ１１Ｘ内のＬＵ１１０Ｘのアクセス性能が想定よりも低いことが判明した段階で、ＬＵ１１０ＸへのアクセスパスをＬＵ１１０Ｙへのアクセスパスに直ちに切り替えることができる。しかし上記実施形態では、ディスクアレイ１１Ｙ内にＬＵ１１０Ｘと同一容量のＬＵ１１０Ｙを予め確保しておく必要がある。このため、ＬＵ１１０Ｘのアクセス性能が想定通りの場合には、ＬＵ１１０Ｙが無駄となる。特に、ディスクアレイ１１Ｘの領域にｎ個（ｎは２以上の整数）のＬＵ＃Ｘ１〜＃Ｘｎが構築され、これに伴って、ディスクアレイ１１Ｙの領域にも、ＬＵ＃Ｘ１〜＃Ｘｎとそれぞれ同一容量のｎ個のＬＵ＃Ｙ１〜＃Ｙｎが構築されるシステムでは、上述の無駄が生じやすい。そこで、このような無駄を防止するために、ＬＵ１１０Ｙ（ＬＵ＃Ｙｉ）をＬＵの最小サイズに設定し、必要に応じて当該ＬＵ１１０Ｙ（ＬＵ＃Ｙｉ）の容量をＬＵ１１０Ｘ（ＬＵ＃Ｘｉ）の容量まで拡張するようにした、上記実施形態の変形例について、図４のフローチャートを参照して説明する。なお、上記実施形態では、ＬＵ１１０Ｙ（ＬＵ＃Ｙｉ）をＬＵ１１０Ｘ（ＬＵ＃Ｘｉ）のバックアップＬＵとして用いることができる。このため、もともとバックアップが必要なシステムであれば、ＬＵ１１０Ｙが必ずしも無駄となることはない。

今、ディスクアレイ１１Ｘ内のＬＵ１１０Ｘのアクセス性能が想定よりも低いために、当該ＬＵ１１０Ｘのデータをディスクアレイ１１Ｙ内のＬＵ１１０Ｙに移動して、アクセスパスを切り替えたいものとする。このときＬＵ１１０Ｙの容量はＬＵの最小サイズとなっている。

そこでホスト２０は、ディスクの拡張コマンドを利用して、ディスクアレイ１１Ｙ内のＬＵ１１０Ｙの容量をＬＵ１１０Ｘと同一容量まで拡張させる（ステップＳ１１）。次にホスト２０は、当該ホスト２０内のレプリケーション制御コマンド発行機構２２からストレージ装置１０に対して、ＬＵ１１０ＸのデータをＬＵ１１０Ｙにコピー（移動）させるためのレプリケーション制御コマンド、即ちＬＵ１１０Ｘの内容の複製をＬＵ１１０Ｙに生成するためのレプリケーション制御コマンドを発行させる（ステップＳ１２）。これにより、ストレージ装置１０内のコントローラ１２は、ＬＵ１１０ＸのデータをＬＵ１１０Ｙにコピー（移動）して、当該ＬＵ１１０Ｙの内容をＬＵ１１０Ｘに同期させるための制御を行う。ＬＵ１１０Ｙの内容をＬＵ１１０Ｘに同期させることが完了した後、即ちＬＵ１１０ＸからＬＵ１１０Ｙへのデータコピー（移動）が完了した後の動作は、上記実施形態のステップＳ１以降の動作と同様である。

まずホスト２０は、上記実施形態のステップＳ１と同様に、現在実行中のアプリケーションを一旦停止する（ステップＳ１３）。次にホスト２０は、上記ステップＳ２と同様に、ＬＵ１１０Ｙを、ＬＵ１１０Ｘに同期させている状態から切り離すためのレプリケーション制御コマンド（スプリットコマンド）を発行する（ステップＳ１４）。ホスト２０は、ＬＵ１１０ＹをＬＵ１１０Ｘから切り離すと、上記ステップＳ３と同様に、パス２重化機構２１によりアクセスパスをＬＵ１１０ＸからＬＵ１１０Ｙに切り替えさせる（ステップＳ１５）。次にホスト２０は、ＬＵ１１０Ｘへのアクティブパス０−Ｘ（つまり旧アクティブパス）を、パス２重化機構２１によって使用不可の状態に設定させる（ステップＳ１６）。そしてホスト２０は、一旦停止していたアプリケーションを再開する（ステップＳ１７）。

このように、上記実施形態の変形例では、ＬＵ１１０Ｘのアクセス性能が想定よりも低いことが判明した時点から、ＬＵ１１０ＸへのアクセスパスをＬＵ１１０Ｙへのアクセスパスに切り替えるまでに長時間を要するものの、実際にＬＵ１１０ＸからＬＵ１１０Ｙにデータをコピー（移動）する際に当該ＬＵ１１０Ｙの容量を拡張することによって、ディスクアレイ１１Ｙのディスク容量をより柔軟に利用できる。

なお、本発明は、上記実施形態そのまま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構成要素を変形して具体化できる。また、上記実施形態に開示されている複数の構成要素の適宜な組み合せにより種々の発明を形成できる。例えば、実施形態に示される全構成要素から幾つかの構成要素を削除してもよい。

本発明の一実施形態に係るストレージ装置を備えた計算機システムの構成を示すブロック図。 図１の計算機システムの論理ユニット切り替え前の状態と切り替え後の状態とを対比して示す図。 同実施形態における論理ユニット切り替え手順を示すフローチャート。 同意実施形態の変形例におけるデータ移動を伴う論理ユニット切り替え手順を示すフローチャート。

符号の説明

１０…ストレージ装置、１１Ｘ，１１Ｙ…ディスクアレイ、１２…コントローラ、２０…ホスト、２１…パス２重化機構、２２…レプリケーション制御コマンド発行機構、１１０…仮想ＬＵ（仮想論理ユニット）、１１０Ｘ，１１０Ｙ…ＬＵ（論理ユニット）、０−Ｘ，０−Ｙ…アクティブパス（アクセスパス）、１−Ｘ，１−Ｙ…待機パス（アクセスパス）、Ｖ…仮想パス。

Claims (6)

1. 第１の論理ユニットが構築される第１のディスクアレイと、第２の論理ユニットが構築される第２のディスクアレイと、前記第１及び第２のディスクアレイへのアクセスを制御するコントローラであって、レプリケーション制御コマンドを実行可能なコントローラとを備えたストレージ装置と、
   特定のレプリケーション制御コマンドを前記ストレージ装置の前記コントローラに発行することにより前記第１の論理ユニットのコピーを前記第２の論理ユニットに持たせるレプリケーション制御コマンド発行手段と、前記ストレージ装置内の任意の論理ユニットへの多重化されたアクセスパスをアプリケーションに対して１つに見せるパス２重化手段であって、前記第１の論理ユニットへのアクセスパスと前記第１の論理ユニットに代えて前記第２の論理ユニットが用いられる際に当該第２の論理ユニットをアクセスするのに必要な当該第２の論理ユニットへのアクセスパスとを共通のアクセスパスとして予め登録し、通常は前記第１の論理ユニットへのアクセスパスを用い、前記第１の論理ユニットの性能が想定よりも低い場合に前記第１の論理ユニットへのアクセスパスから前記第２の論理ユニットへのアクセスパスに切り替えるパス２重化手段とを備え、前記ストレージ装置を利用するホストと
   を具備することを特徴とする計算機システム。
2. 前記第２の論理ユニットは予め前記第１の論理ユニットと同一容量の論理ユニットとして構築されており、
   前記特定のレプリケーション制御コマンドは、前記第１の論理ユニットへの書き込みが発生する都度、その書き込みの内容を前記第２の論理ユニットに反映させることで、前記第２の論理ユニットの内容を常時前記第１の論理ユニットに同期化させるコマンドであって、前記第１及び第２の論理ユニットの使用が開始される前に発行される
   ことを特徴とする請求項１記載の計算機システム。
3. 前記第２の論理ユニットは予め最小サイズの容量の論理ユニットとして構築され、前記パス２重化手段によるアクセスパスの切り替えの前に前記第１の論理ユニットと同一容量に拡張され、
   前記特定のレプリケーション制御コマンドは、前記第２の論理ユニットの内容を前記第１の論理ユニットに同期化させるコマンドであって、前記第２の論理ユニットが前記第１の論理ユニットと同一容量に拡張された後、前記パス２重化手段によるアクセスパスの切り替えの前に発行される
   ことを特徴とする請求項１記載の計算機システム。
4. 第１の論理ユニットが構築される第１のディスクアレイ、及び第２の論理ユニットが構築される第２のディスクアレイを含むストレージ装置と、前記ストレージ装置を利用するホストとを備えた計算機システムに適用され、前記第１の論理ユニットの性能が想定よりも低い場合に前記第１の論理ユニットに代えて前記第２の論理ユニットを利用可能とするための論理ユニット切り替え方法であって、
   前記第２の論理ユニットの内容を前記第１の論理ユニットの内容に同期化させるための特定のレプリケーション制御コマンドを前記ホストから前記ストレージ装置に発行するステップと、
   前記第１の論理ユニットへのアクセスパスと前記第１の論理ユニットに代えて前記第２の論理ユニットが用いられる際に当該第２の論理ユニットをアクセスするのに必要な当該第２の論理ユニットへのアクセスパスとをアプリケーションから１つに見える共通のアクセスパスとして予め登録するステップと、
   前記第１の論理ユニットの性能が想定よりも低い場合に、前記第２の論理ユニットの内容が前記第１の論理ユニットの内容に同期化されている状態で、前記第１の論理ユニットへのアクセスパスから前記第２の論理ユニットへのアクセスパスに切り替えるステップと
   を具備することを特徴とする論理ユニット切り替え方法。
5. 前記第２の論理ユニットは予め前記第１の論理ユニットと同一容量の論理ユニットとして構築されており、
   前記特定のレプリケーション制御コマンドは、前記第１の論理ユニットへの書き込みが発生する都度、その書き込みの内容を前記第２の論理ユニットに反映させることで、前記第２の論理ユニットの内容を常時前記第１の論理ユニットに同期化させるコマンドであって、前記第１及び第２の論理ユニットの使用が開始される前に発行される
   ことを特徴とする請求項４記載の論理ユニット切り替え方法。
6. 前記第２の論理ユニットは予め最小サイズの容量の論理ユニットとして構築されており、
   前記論理ユニット切り替え方法は、前記アクセスパスの切り替えの前に前記第２の論理ユニットを前記第１の論理ユニットと同一容量に拡張するステップを更に具備しており、
   前記特定のレプリケーション制御コマンドは、前記第２の論理ユニットの内容を前記第１の論理ユニットに同期化させるコマンドであって、前記第２の論理ユニットが前記第１の論理ユニットと同一容量に拡張された後、前記アクセスパスの切り替えの前に発行される
   ことを特徴とする請求項４記載の論理ユニット切り替え方法。

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