JP2010122761A - Data storage device and replication method in casing - Google Patents
Data storage device and replication method in casing Download PDFInfo
- Publication number
- JP2010122761A JP2010122761A JP2008293737A JP2008293737A JP2010122761A JP 2010122761 A JP2010122761 A JP 2010122761A JP 2008293737 A JP2008293737 A JP 2008293737A JP 2008293737 A JP2008293737 A JP 2008293737A JP 2010122761 A JP2010122761 A JP 2010122761A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- storage medium
- cache memory
- state
- variable
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
Images
Abstract
Description
本発明は、例えば、マスタディスクのような第１の記憶媒体（一次記憶媒体）とバックアップディスクのような第２の記憶媒体（二次記憶媒体）とをミラーとして運用するデータ記憶装置及び筐体内レプリケーション方法に関する。 The present invention provides, for example, a data storage device that operates as a mirror with a first storage medium (primary storage medium) such as a master disk and a second storage medium (secondary storage medium) such as a backup disk. It relates to the replication method.
昨今、ディスク容量の増大のペースは著しく、それに伴い、データ量増大のペースも著しい。このような状況下、テープ機器へのバックアップは非常に時間を要するため、ディスクをバックアップ先に指定するケースが増えている。 Recently, the pace of increase in disk capacity is remarkable, and accordingly, the pace of increase in data amount is also remarkable. Under such circumstances, backup to a tape device takes a very long time, and there are increasing cases of specifying a disk as a backup destination.
通常、ディスクにバックアップを採るケースでは、マスタディスクとバックアップディスクを常時ミラーとして運用し、バックアップ作成時に、サーバ側にてコミットポイント作成またはファイルシステムアンマウントを実行し、サーバメモリ上のダーティデータを全て吐き出し、データ記憶装置のキャッシュ（キャッシュメモリ）上のデータをマスタディスクとバックアップディスクとの両方に吐き出した（デステージングした）後に、マスタディスクとバックアップディスクを分離（ミラー状態を解除）して、バックアップの生成を行う。このバックアップディスクの分離、つまりミラー状態の解除は、スナップショット作成と称されている。 Normally, when backing up to disk, the master disk and backup disk are always operated as mirrors, and at the time of backup creation, commit point creation or file system unmount is executed on the server side, and all dirty data in the server memory is discharged. After the data on the data storage device's cache (cache memory) has been discharged (destaged) to both the master disk and the backup disk, the master disk and the backup disk are separated (the mirror state is canceled) Generate. This separation of the backup disk, that is, the cancellation of the mirror state is called snapshot creation.
このように、スナップショット作成（ミラー状態の解除）にあたっては、マスタとバックアップの両方に書き込みを実施するために、最悪のケース（例えばデータ記憶装置のキャッシュ上に、ランダム書き込みとなるダーティデータが非常に多く存在する場合）では、多大な時間を要することになる。 In this way, when creating a snapshot (releasing the mirror state), in order to perform writing to both the master and backup, the worst case (for example, dirty data that is randomly written on the cache of the data storage device is very A large amount of time), it takes a lot of time.
そこで、例えば特許文献１には、ディスクにバックアップを採る場合のスナップショット作成に要する時間を短縮することを可能とする技術（先行技術）が記載されている。この特許文献１に記載の先行技術の特徴は、キャッシュに格納されるマスタディスクのダーティデータ（デステージングされるべきデータ）がキャッシュ上に占める総容量を制限（例えばキャッシュの容量の１／２に制限）し、且つ、その総容量分のバッファ（退避エリア）をキャッシュ上に予め確保しておき、スナップショット作成時に、その予め確保されたバッファに対してマスタディスクのダーティデータをコピー（退避）し、そのコピー完了をもって、スナップショット作成を完了とすることにある。
先行技術においては、ディスクにバックアップを採る場合のスナップショット作成に要する時間を短縮することができる。しかし、先行技術では、マスタディスクのダーティデータがキャッシュ上に占める総容量を制限し、その総容量分のバッファをキャッシュ上に確保する必要がある。この総容量の最大値は、キャッシュの記憶容量の１／２である。このため、先行技術では、キャッシュの記憶領域の高々１／２しかキャッシングのために使用することができない。 In the prior art, it is possible to reduce the time required to create a snapshot when taking a backup on a disk. However, in the prior art, it is necessary to limit the total capacity occupied by the dirty data of the master disk on the cache, and to secure a buffer for the total capacity on the cache. The maximum value of the total capacity is ½ of the cache storage capacity. For this reason, in the prior art, only at most 1/2 of the storage area of the cache can be used for caching.
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、キャッシュ（キャッシュメモリ）の記憶領域を犠牲にすることなく、記憶媒体にバックアップを採る場合のスナップショット作成に要する時間を短縮することができるデータ記憶装置及び筐体内レプリケーション方法を提供することにある。 The present invention has been made in view of the above circumstances, and an object thereof is to reduce the time required for creating a snapshot when a backup is taken on a storage medium without sacrificing the storage area of the cache (cache memory). It is an object of the present invention to provide a data storage device and a replication method within a housing.
本発明の１つの観点によれば、第１の記憶媒体及び第２の記憶媒体と、ホスト機器と前記第１及び第２の記憶媒体との間に介在し、前記第１及び第２の記憶媒体のレプリケーション管理上の状態が第１の状態では、前記第１及び第２の記憶媒体を、前記第１の記憶媒体に記憶されているデータの複製が前記第２の記憶媒体に保存されるミラーとして運用するための制御を行う制御装置とを具備するデータ記憶装置が提供される。このデータ記憶装置において、前記制御装置は、前記第１及び第２の記憶媒体に対して読出しまたは書き込みされるデータを記憶するキャッシュメモリと、前記キャッシュメモリに記憶されたデータのうち前記第１の記憶媒体に対して書き込みが実施されていないダーティデータの範囲を示す第１の変数と、前記第２の記憶媒体に書き込まれるべきデータであるスナップデータの範囲を示す第２の変数とを含む、前記キャッシュメモリに記憶されたデータを管理するためキャッシュ管理用データを記憶する記憶手段と、前記ホスト機器からのスナップショット作成要求に応じて、前記第１の変数を前記第２の変数にコピーし、前記第２の変数へのコピー完了をもって、レプリケーション管理上の状態を、前記第１の状態から前記第１及び第２の記憶媒体が論理的に分離された第２の状態に移行する状態であり、スナップショットが前記第２の記憶媒体のデータとして確定していないことを示す第３の状態に遷移させると共に、前記スナップショット作成要求に対するスナップショット作成の完了を前記ホスト機器に通知するスナップショット作成手段と、前記第１の記憶媒体に対して書き込みが実施されていない前記キャッシュメモリ上のデータを対象とするデステージングを制御するデステージング制御手段と、前記第１の状態において、前記デステージング制御手段によってデステージングが指定された場合、前記第１の変数で指定される範囲の前記キャッシュメモリ上のデータを前記第１及び第２の記憶媒体の双方に書き込むための制御に応じて前記第１の変数を更新し、前記第１の状態以外において、前記デステージング制御手段によってデステージングが指定された場合、前記第１の変数で指定される範囲の前記キャッシュメモリ上のデータを前記第１の記憶媒体に、前記第２の変数で指定される範囲の前記キャッシュメモリ上のデータを前記第２の記憶媒体に、それぞれ書き込むための制御に応じて前記第１及び第２の変数を更新する書き込み制御手段とを含む。 According to one aspect of the present invention, the first storage medium, the second storage medium, a host device, and the first storage medium and the second storage medium are interposed between the first storage medium and the second storage medium. When the replication management state of the medium is the first state, a copy of the data stored in the first storage medium is saved in the second storage medium. A data storage device is provided that includes a control device that performs control to operate as a mirror. In this data storage device, the control device stores a cache memory that stores data to be read from or written to the first and second storage media, and the first of the data stored in the cache memory. Including a first variable indicating a range of dirty data that has not been written to the storage medium, and a second variable indicating a range of snap data that is data to be written to the second storage medium, Storage means for storing cache management data for managing data stored in the cache memory, and copying the first variable to the second variable in response to a snapshot creation request from the host device. Upon completion of copying to the second variable, the replication management status is changed from the first status to the first and second statuses. The storage medium is in a state of transition to a logically separated second state, and a transition is made to a third state indicating that a snapshot is not confirmed as data of the second storage medium, and the snap Snapshot creation means for notifying the host device of completion of snapshot creation in response to a shot creation request, and destaging for data in the cache memory that has not been written to the first storage medium Destaging control means for controlling, and in the first state, when destaging is designated by the destaging control means, data in the cache memory in a range designated by the first variable is stored in the first state. Updating the first variable according to the control for writing to both the second storage medium and the second storage medium; In a case other than the first state, when destaging is designated by the destaging control means, data in the cache memory in a range designated by the first variable is stored in the first storage medium as the second storage medium. Write control means for updating the first and second variables in accordance with the control for writing the data on the cache memory in the range specified by the variable to the second storage medium.
本発明によれば、第１の記憶媒体（マスタ記憶媒体）と第２の記憶媒体（バックアップ記憶媒体）とを論理的に分離するための、ホスト機器からのスナップショット作成要求（スプリットコマンド）の受信時に、第１の記憶媒体及び第２の記憶媒体に対するデステージングを不要とすることができるため、スナップショット作成に要する時間を短縮することができる。しかも、第２の記憶媒体に書き込まれるべきデータであるスナップデータの範囲を示す第２の変数を格納するための記憶領域以外に、特別な記憶領域は必要ないため、従来技術と異なりキャッシュメモリの記憶領域を犠牲にすることがない。 According to the present invention, a snapshot creation request (split command) from the host device for logically separating the first storage medium (master storage medium) and the second storage medium (backup storage medium). Since the destaging of the first storage medium and the second storage medium can be eliminated at the time of reception, the time required for creating the snapshot can be shortened. In addition, a special storage area is not required other than the storage area for storing the second variable indicating the range of the snap data that is the data to be written to the second storage medium. The storage area is not sacrificed.
以下、本発明の実施の形態につき図面を参照して説明する。
図１は本発明の一実施形態に係るデータ記憶装置１の概略構成を示すブロック図である。
図１に示されるデータ記憶装置１は、制御装置１０と、複数、例えば２つの記憶媒体１１ａ及び１１ｂとから構成される。制御装置１０はデータ通信路２を介して接続されるホスト機器と記憶媒体１１ａ及び１１ｂとの間に介在して設けられる。記憶媒体１１ａ及び記憶媒体１１ｂは、それぞれマスタ記憶媒体（一次記憶媒体）及びバックアップ記憶媒体（二次記憶媒体）として用いられるものとする。本実施形態において、記憶媒体１１ａ及び１１ｂは、ディスク、例えば論理ディスク（ＬＤＩＳＫ）である。そこで以下の説明では、マスタ記憶媒体１１ａ及びバックアップ記憶媒体１１ｂを、それぞれマスタ論理ディスク（マスタＬＤＩＳＫ）１１ａ及びバックアップ論理ディスク（バックアップＬＤＩＳＫ）１１ｂと呼ぶ。また、単に論理ディスク（ＬＤＩＳＫ）１１ａ及び１１ｂと呼ぶこともある。
Embodiments of the present invention will be described below with reference to the drawings.
FIG. 1 is a block diagram showing a schematic configuration of a
A
制御装置１０は、ホストインタフェース部（ＨＯＳＴ Ｉ／Ｆ）１０１、ＣＰＵ１０２、プログラムメモリ１０３、キャッシュメモリ１０４及びＨＤＤインタフェース部（ＨＤＤ Ｉ／Ｆ）１０５を有している。なお、データ通信路２を介してデータ記憶装置１に接続されるものとしては、ホスト機器となるコンピュータまたはその集合体の他、他のデータ記憶装置も想定される。
The
ホストインタフェース部１０１及びＨＤＤインタフェース部１０５は、それぞれ外部接続される装置との間の通信を制御する。ホストインタフェース部１０１はデータ通信路２側の通信を司る。ＨＤＤインタフェース部１０５はＬＤＩＳＫ１１ａ及び１１ｂ側の通信を司る。
The
ＣＰＵ１０２は、制御装置１０における必要処理を実行するものであり、プログラムメモリ１０３には、そのための各種プログラムが格納されている。ここで説明する筐体内レプリケーションの手法は、このプログラムメモリ１０３（コンピュータ読み取り可能な記憶媒体）に格納されているプログラムをＣＰＵ１０２が読み取って実行することによって実現されるものとする。プログラムメモリ１０３には、上述のプログラムを格納するための領域に加えて、ＣＰＵ１０２が利用するデータ等を格納するための領域も確保されている。
The
キャッシュメモリ１０４は、データ通信路２を介して接続されるホスト機器（或いは他のデータ記憶装置）からデータ記憶装置１内のＬＤＩＳＫ１１ｉ（ｉ＝ａ，ｂ）に対して発行される入出力要求（ＩＯ要求）に対するバッファの役目を提供する。図２は、キャッシュメモリ１０４の構造を示す。キャッシュメモリ１０４は、ある論理的な単位に分割されて管理されている。この分割された単位で自由にＬＤＩＳＫ１１ｉ内の記憶位置に対応させて、その記憶位置のデータをキャッシュメモリ１０４に格納することができる。この分割された１つの単位をキャッシュブロックと呼ぶ。
The
ここで、図２に示されるキャッシュメモリ１０４は、例えば１６ＫＢ（キロバイト）単位のキャッシュブロックに分割されている。各キャッシュブロックは、例えばセットアソシアティブ方式によるメモリマッピングで管理される。キャッシュメモリ１０４上では、リードキャッシュ（ＲＤＣ）とライトバックキャッシュ（ＷＢＣ）の２種類のデータが管理される。ホスト機器からのリード／ライトアクセスに応じて各エントリがサーチされ、対象となるキャッシュブロックとホスト機器またはＬＤＩＳＫ１１ｉとの間でデータ転送が行われる。
Here, the
例えば、ホスト機器からＬＤＩＳＫ１１ｉへのデータ書き込み処理は、キャッシュメモリ１０４を用いて次のように行われる。まず、入出力要求で指定されたデータ（書き込みデータ）がキャッシュメモリ１０４にエントリされた時点で、要求元のホスト機器に対して書き込み処理完了が通知される。その後に、キャッシュメモリ１０４からＬＤＩＳＫ１１ｉに対する実際のデータ書き込みが実行される。
For example, data write processing from the host device to the LDISK 11 i is performed using the
一方、ＬＤＩＳＫ１１ｉからのデータ読み込み処理は、次のように行われる。まず、該当するデータがキャッシュメモリ１０４にエントリ（キャッシュ）されているか否かが判定され、エントリされていれば、そのデータがキャッシュメモリ１０４からデータ通信路２を介してホスト機器に返される。これに対し、該当するデータがキャッシュメモリ１０４にエントリされていないならば、データがＬＤＩＳＫ１１ｉからキャッシュメモリ１０４に読み出されて、しかる後に、要求元のホスト機器に対して読み出されたデータがデータ通信路２を介して返される。
On the other hand, data reading processing from the LDISK 11i is performed as follows. First, it is determined whether or not the corresponding data is entered (cached) in the
図３は、図１に示される制御装置１０のプログラムメモリ１０３に格納されるプログラムをＣＰＵ１０２が読み取って実行することによって実現されるモジュール構成を主として示すブロック図である。
FIG. 3 is a block diagram mainly showing a module configuration realized by the
ホストインタフェース制御部（ＨＯＳＴ Ｉ／Ｆ制御部）２１０は、ホスト機器（または他のデータ記憶装置）との間のインタフェース処理を担当する。ＩＯ管理部（入出力管理部）２２０は、ＩＯアクセス管理（入出力アクセス管理）及びＩＯアクセス領域制御（入出力アクセス領域制御）を実行する。レプリケーション管理部２３０は、レプリケーション処理を行う。
The host interface control unit (HOST I / F control unit) 210 is in charge of interface processing with the host device (or other data storage device). The IO management unit (input / output management unit) 220 executes IO access management (input / output access management) and IO access area control (input / output access area control). The
キャッシュ管理モジュール２４０は、ＩＯアクセス制御部２４１、デステージング／ステージング制御部２４２、キャッシュメモリ管理部２４３及びＬＤＩＳＫアクセス制御部（論理ディスクアクセス制御部）２４４から構成される。
The
ＩＯアクセス制御部２４１は、ＩＯ管理部２２０からＩＯ要求を受け付けるブロックであり、ＩＯ要求に基づきリード／ライトアクセスを制御する。特にＩＯアクセス制御部２４１は、ホスト機器からのＩＯ要求（ホストＩＯ要求）に基づき、ホスト機器からのリード／ライトアクセスを制御する。ＩＯ要求は、アドレスと転送サイズとからなるアドレス情報を含む。
The IO
ＩＯアクセス制御部２４１は、このアクセス情報に基づき、キャッシュメモリ管理部２４３との連携により、該当するキャッシュブロックのエントリをサーチする。ＩＯアクセス制御部２４１は、このエントリのサーチ（エントリサーチ）に基づき、キャッシュメモリ１０４とホスト機器との間のデータ転送をホストインタフェース制御部２１０に対して要求する。またＩＯアクセス制御部２４１は、アクセス情報で指定されるデータの格納状態により、ディスク転送（キャッシュメモリ１０４とＬＤＩＳＫ１１ｉとの間のデータ転送）を必要とする場合に、ディスク転送のための情報をＬＤＩＳＫアクセス制御部２４４に引き渡すことにより、必要なディスクデータの転送を行わせる。
Based on this access information, the IO
キャッシュメモリ管理部２４３は、キャッシュカラム単位に割り当てられているキャッシュブロックと対象となるＬＤＩＳＫ１１ｉの領域とをマッピングし、ホスト機器からライトされたデータまたはディスクからリードされたデータの格納状態を管理する。このキャッシュメモリ管理部２４３によるデータの格納状態の管理には、キャッシュブロック管理テーブル２５０と、スナップカウンタ２６０ａ及び２６０ｂと、レプリケーション管理テーブル２７０とが用いられる。
The cache
キャッシュブロック管理テーブル２５０及びレプリケーション管理テーブル２７０は、例えば、図１に示されるプログラムメモリ１０３の所定の領域に格納される。つまりプログラムメモリ１０３は、キャッシュブロック管理テーブル２５０及びレプリケーション管理テーブル２７０をそれぞれ記憶する記憶手段を含む。なお、キャッシュブロック管理テーブル２５０及びレプリケーション管理テーブル２７０が、それぞれ独立したメモリに格納される構成であっても構わない。 The cache block management table 250 and the replication management table 270 are stored, for example, in predetermined areas of the program memory 103 shown in FIG. That is, the program memory 103 includes storage means for storing the cache block management table 250 and the replication management table 270, respectively. Note that the cache block management table 250 and the replication management table 270 may be stored in independent memories.
スナップカウンタ２６０ｉ（ｉ＝ａ，ｂ）はＬＤＩＳＫ１１ｉ毎に設けられる。本実施形態においてスナップカウンタ２６０ｉは、プログラムメモリ１０３内に置かれるソフトウェアカウンタである。なおスナップカウンタ２６０ｉがハードウェアカウンタであっても構わない。
A snap counter 260i (i = a, b) is provided for each
デステージング／ステージング制御部２４２は、ホストＩＯ要求のアクセス情報に基づきシーケンシャルライトまたはシーケンシャルリードの検出を行う。シーケンシャルなアクセスを検出した場合、デステージング／ステージング制御部２４２は、シーケンシャルライトであれば後追い吐き出し要求を、シーケンシャルリードであればデータ先読み要求を、ＩＯ管理部２２０に領域を指定して発行する。またデステージング／ステージング制御部２４２は、特定のタイミングで未吐き出しのＷＢＣデータ（ダーティデータ）を抽出し、ストライプグループ単位にまとめてＬＤＩＳＫ１１ｉに書き込むための要求をＩＯ管理部２２０に領域を指定して発行する。
The destaging /
本実施形態において、ＬＤＩＳＫ１１ａ及び１１ｂはそれぞれ、複数のディスクアレイ、例えば図３に示されるようなＲＡＩＤ（Redundant Arrays of Independent Disks，Redundant Arrays of Inexpensive Disks）構成の２つのディスクアレイ（ＳＤＩＳＫ）１１０ａ及び１１０ｂから構成される。つまり、本実施形態の説明において、データ記憶装置１はディスクアレイ装置である。一般にディスクアレイ装置では、ディスクアレイを構成する例えば複数の物理ディスクが一定のサイズに分割して管理される。この分割された単位はストライプと呼ばれる。ストライプグループとは、ディスクアレイを構成する複数の物理ディスクの同一オフセット位置のストライプの集合を指す。
In this embodiment, each of the
ＲＡＩＤ制御部２８０は、ＬＤＩＳＫアクセス制御部２４４からの要求に応じて、ＬＤＩＳＫ１１ｉ内のディスク転送の対象となるＳＤＩＳＫ１１０ｉとの間のディスクデータの転送を制御する。ＨＤＤインタフェース制御部（ＨＤＤ Ｉ／Ｆ制御部）２９０は、ＲＡＩＤ制御部２８０からの要求に応じて、ＳＤＩＳＫ１１０ｉ内のディスク転送の対象となる、１つ以上の物理ディスクとの間のディスクデータの転送を制御する。
In response to a request from the LDISK
なお、キャッシュメモリ１０４を２重化することも可能である。その場合、周知のミラードキャッシュ制御やコンカレントキャッシュ制御が必要となるが、これらについては本発明の本質ではないので説明を省略する。
Note that the
また、ＬＤＩＳＫ１１ａ及び１１ｂが必ずしもディスクアレイから構成されている必要はなく、したがってデータ記憶装置１がディスクアレイ装置でなくともよい。更に、ＬＤＩＳＫ１１ａ及び１１ｂに代えて物理ディスクのような他の記憶媒体を用いることも可能である。
Further, the
図４は、キャッシュブロック管理テーブル２５０のデータ構造例を示す。キャッシュブロック管理テーブル２５０は、キャッシュメモリ１０４にエントリされたデータを管理するためキャッシュ管理用データを保持する。キャッシュブロック管理テーブル２５０の各エントリは、ＬＤＩＳＫ番号フィールド２５１、ステートフラグフィールド２５２、論理アドレスフィールド２５３、ＷＢＣビット（ＷＢＣエントリビット）フィールド２５４、ＲＤＣビット（ＲＤＣエントリビット）フィールド２５５及びスナップビットフィールド２５６から構成される。
FIG. 4 shows an example of the data structure of the cache block management table 250. The cache block management table 250 holds cache management data for managing data entered in the
ＬＤＩＳＫ番号フィールド２５１は、該当キャッシュブロックが割り当てられているＬＤＩＳＫ番号を保持するのに用いられる。ステートフラグフィールド２５２は、該当キャッシュブロックの状態を示すフラグ情報を保持するのに用いられる。論理アドレスフィールド２５３は、該当キャッシュブロックが割り当てられているＬＤＩＳＫ内の領域の論理アドレスを保持するのに用いられる。
The
ＷＢＣビットフィールド２５４は、該当キャッシュブロック内のダーティデータ（ＬＤＩＳＫ番号フィールド２５１で示されるＬＤＩＳＫに保存されるべきデータ）のエントリ状態をセクタ単位で示すビットマップ（第１の変数）を保持するのに用いられる。ＲＤＣビットフィールド２５５は、該当キャッシュブロック内のリードキャッシュデータのエントリ状態をセクタ単位で示すビットマップを保持するのに用いられる。スナップビットフィールド２５６は、該当キャッシュブロックにおいてバックアップＬＤＩＳＫに保存されるべきデータ（未保存のスナップデータ）のエントリ状態をセクタ単位で示すビットマップ（第２の変数）を保持するのに用いられる。
The
ＷＢＣビットフィールド２５４、ＲＤＣビットフィールド２５５及びスナップビットフィールド２５６にそれぞれ保持されるビットマップを構成するビットを、それぞれ、ＷＢＣビット、ＲＤＣビット及びスナップビットと称する。ＷＢＣビット、ＲＤＣビット及びスナップビットは、例えば“１”のとき該当キャッシュブロック内の該当セクタのデータ（ダーティデータ、リードキャッシュデータ、及び未保存のスナップデータ）がキャッシュメモリ１０４にエントリされており、“０”のとき該当セクタのデータはキャッシュメモリ１０４にエントリされていないことを示す。
The bits constituting the bitmap held in the
本実施形態では、１キャッシュブロックは１６ＫＢ（キロバイト）であり、１セクタは５１２Ｂ（バイト）である。つまり、１キャッシュブロックのサイズは３２セクタ分である。したがって、ＷＢＣビットフィールド２５４、ＲＤＣビットフィールド２５５及びスナップビットフィールド２５６の各フィールドに保持されるビットマップは、３２ビットで構成される。ＬＤＩＳＫ１１ｉ毎の“１”のスナップビットが存在するキャッシュブロックの数（未保存のスナップデータが存在するキャッシュブロックの数）は、スナップカウンタ２６０ｉによってカウントされる。
In the present embodiment, one cache block is 16 KB (kilobytes), and one sector is 512 B (bytes). That is, the size of one cache block is 32 sectors. Therefore, the bitmap held in each of the
図５は、本実施形態で適用されるレプリケーション（筐体内レプリケーション）の状態遷移の一例を示す。本実施形態のデータ記憶装置１において取り得るレプリケーションの状態、つまりマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのレプリケーション（レプリケーション管理）の状態は、同期状態（第１の状態）、スプリット状態（第２の状態）及びスプリット移行状態（第３の状態）の３つである。
FIG. 5 shows an example of state transition of replication (intra-cabinet replication) applied in the present embodiment. The replication states that can be taken in the
「同期状態」とは、本実施形態のようにＬＤＩＳＫ１１ａがマスタＬＤＩＳＫ（一次記憶媒体）で、ＬＤＩＳＫ１１ｂがバックアップＬＤＩＳＫ（二次記憶媒体）である場合、両ＬＤＩＳＫがミラーとして同期をとって運用されている状態を指す。「スプリット状態」とは、マスタＬＤＩＳＫとバックアップＬＤＩＳＫとが論理的に分離（切り離）されている状態を指す。
"Synchronized state" means that when
「スプリット移行状態」とは、「同期状態」から「スプリット状態」へ移行する中間状態であり、スナップショットがバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのデータとして確定していない状態を指す。具体的には、マスタＬＤＩＳＫ１１ａに対応付けられているキャッシュブロックの中に、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに保存されるべきデータ（未保存のスナップデータ）を含むキャッシュブロックが１つ以上存在する状態を指す。つまり、「スプリット移行状態」とは、マスタＬＤＩＳＫ１１ａに対応付けられているキャッシュ管理モジュール２４０のエントリの中に、“１”にセットされているスナップビットを含むエントリが１つ以上存在する状態を指す。
The “split transition state” is an intermediate state in which the “synchronization state” transitions to the “split state”, and indicates a state in which the snapshot is not fixed as data of the backup LDISK 11b. Specifically, this indicates a state in which one or more cache blocks including data (unsaved snap data) to be saved in the backup LDISK 11b exist among the cache blocks associated with the
なお、「スプリット移行状態」はホスト機器からは認識されないものとする。つまりデータ記憶装置１における「スプリット移行状態」は、ホスト機器からは「スプリット状態」として認識されるものとする。
Note that the “split transition state” is not recognized by the host device. That is, the “split transition state” in the
以下の説明では、レプリケーションが設定されるマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂの両ＬＤＩＳＫ（論理ディスク）を、メンバＬＤＩＳＫ（メンバ論理ディスク）、またはレプリケーションを構成するメンバＬＤＩＳＫと称することがある。
In the following description, the
レプリケーションの状態は、レプリケーション管理テーブル２７０によって管理される。図６は、レプリケーション管理テーブル２７０のデータ構造例を示す。レプリケーション管理テーブル２７０の各エントリは、マスタＬＤＩＳＫ番号フィールド２７１、バックアップＬＤＩＳＫ番号フィールド２７２及びステータスフィールド２７３から構成される。
The replication status is managed by the replication management table 270. FIG. 6 shows an example of the data structure of the replication management table 270. Each entry of the replication management table 270 includes a master
マスタＬＤＩＳＫ番号フィールド２７１及びバックアップＬＤＩＳＫ番号フィールド２７２は、レプリケーションを構成するメンバＬＤＩＳＫのそれぞれＬＤＩＳＫ番号（マスタＬＤＩＳＫ番号及びバックアップＬＤＩＳＫ番号）を保持するのに用いられる。ステータスフィールド２７３は、フィールド２７１及び２７２に保持されているＬＤＩＳＫ番号で指定されるメンバＬＤＩＳＫのレプリケーション状態を示すステータス情報を保持するのに用いられる。
The master
マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのレプリケーションの状態が同期状態にあるときに、制御装置１０内のホストインタフェース制御部２１０がホスト機器からスナップショット作成（ミラー状態の解除）を指示するためのスプリットコマンド（スナップショット作成要求）を受信したものとする。ＩＯ管理部２２０は、このスプリットコマンドをホストインタフェース制御部２１０から受け取ると、キャッシュ管理モジュール２４０内のＩＯアクセス制御部２４１を介してキャッシュメモリ管理部２４３にスナップショット作成を要求する。すると、キャッシュメモリ管理部２４３はスナップショット作成手段として機能して、以下に述べるスナップショット作成処理を実行する。
When the replication status of the
以下、スプリットコマンド受信時のキャッシュメモリ管理部２４３を中心とする動作について、図７のフローチャートを参照して説明する。
まずキャッシュメモリ管理部２４３は、キャッシュブロック管理テーブル２５０を参照し、ＬＤＩＳＫ番号フィールド２５１に保持されているＬＤＩＳＫ番号がマスタＬＤＩＳＫ１１ａのＬＤＩＳＫ番号と一致、且つＷＢＣビットフィールド２５４に保持されているビットマップに“０”でないＷＢＣビット（つまり、“１”にセットされているＷＢＣビット）を含むエントリ（目的エントリ）をサーチする（ステップＳ１）。
Hereinafter, an operation centered on the cache
First, the cache
キャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ１でのサーチの結果、目的エントリの有無を判定する（ステップＳ２）。もし、目的エントリがあったならば（ステップＳ２がＹｅｓ）、つまりキャッシュメモリ１０４上にマスタＬＤＩＳＫ１１ａに保存されるべきデータ（ダーティデータ）が存在するならば、サーチされた全ての目的エントリについて、キャッシュメモリ管理部２４３は、エントリのＷＢＣビットフィールド２５４に保持されているビットマップ（ＷＢＣビット群）を、エントリ内のスナップビットフィールド２５６にスナップビット群からなるビットマップとしてコピーする（ステップＳ３）。このコピーにより、サーチされた各目的エントリのスナップビットフィールド２５６に保持されるビットマップは、スプリットコマンド受信時における未保存のスナップデータの範囲を示す。
The cache
そしてキャッシュメモリ管理部２４３は、マスタＬＤＩＳＫ１１ａに対応したスナップカウンタ２６０ａを、例えばサーチできたエントリの数だけインクリメントする（ステップＳ４）。スナップカウンタ２６０ａの値は、キャッシュメモリ１０４に存在する、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに保存されるべきスナップデータを含むキャッシュブロックの数を示す。なお、本実施形態と異なって、ＬＤＩＳＫ１１ａがバックアップＬＤＳＩＫ、ＬＤＩＳＫ１１ｂがマスタＬＤＩＳＫとして用いられる場合には、キャッシュメモリ１０４に存在する、バックアップＬＤＩＳＫに保存されるべきスナップデータを含むキャッシュブロックの数を示すのに、スナップカウンタ２６０ｂが用いられる。
Then, the cache
ステップＳ４が実行された場合、スナップカウンタ２６０ａの値は０でなく、１より大きい。このことは、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに保存されるべきスナップデータを含むキャッシュブロックがキャッシュメモリ１０４内に存在することを示す。この場合、キャッシュメモリ管理部２４３は、レプリケーション管理テーブル２７０内でマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのＬＤＩＳＫ番号に対応付けて保持されているステータス情報を、レプリケーション管理部２３０によって、同期状態を示すステータス情報からスプリット移行状態を示すステータス情報に更新させる（ステップＳ５）。これにより、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのレプリケーション状態は、図５において矢印５０１で示されるように、同期状態からスプリット移行状態に遷移する。
When step S4 is executed, the value of the
キャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ５の実行後、ホスト機器からのスプリットコマンド（スプリット要求）に対し、レプリケーション管理部２３０によりＩＯ管理部２２０を介してホスト機器にスプリット完了を通知させる（ステップＳ７）。
After executing step S5, the cache
このように本実施形態においては、ホスト機器からのスプリットコマンドの受信時に、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに対するデステージングが行われない。キャッシュメモリ管理部２４３（スナップショット作成手段）は、キャッシュブロック管理テーブル２５０内の、“１”にセットされているＷＢＣビットを含むエントリを対象に、エントリのＷＢＣビットフィールド２５４に保持されているビットマップを、エントリ内のスナップビットフィールド２５６にコピーする動作の完了をもって、ホスト機器にスプリット完了を通知する。ホスト機器は、このスプリット完了通知により、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのレプリケーションの状態が、同期状態からスプリット状態に遷移したと認識する。つまり本実施形態では、データ記憶装置１におけるスプリット移行状態は、ホスト機器からは、前述のにようにスプリット状態として認識される。
As described above, in this embodiment, when the split command is received from the host device, destaging is not performed on the
一方、目的エントリが１つもなかった場合（ステップＳ２がＮｏ）、つまりキャッシュメモリ１０４上にダーティデータが存在せず、スナップカウンタ２６０ａの値が０の場合には、キャッシュメモリ管理部２４３は、レプリケーション管理テーブル２７０内でマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのＬＤＩＳＫ番号に対応付けて保持されているステータス情報を、レプリケーション管理部２３０によって、スプリット状態を示すステータス情報に更新させる（ステップＳ６）。つまりマスタＬＤＩＳＫ１１ａに保存されるべきダーティデータが存在せず、したがってバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに保存されるべきスナップデータも存在しない場合、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのレプリケーション状態は、同期状態から、スプリット移行状態を経由することなく、スプリット状態に遷移する。しかし、このような状態遷移の例は希である。通常は、後述するようにスプリット完了通知後に、図５において矢印５０２で示されるように、スプリット移行状態からスプリット状態に遷移する。
On the other hand, when there is no target entry (No in step S2), that is, when there is no dirty data on the
キャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ６の実行後、ホスト機器からのスプリットコマンドに対し、レプリケーション管理部２３０によりＩＯ管理部２２０を介してホスト機器にスプリット完了を通知させる（ステップＳ７）。
After executing step S6, the cache
その後、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂがスプリット状態にあるときに、ホスト機器から制御装置１０に対してシンクコマンドが発行されたものとする。この場合、ホスト機器からのマスタＬＤＩＳＫ１１ａに対するＩ／Ｏ要求及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに対するＩ／Ｏ要求が一時止められる。ここで、マスタＬＤＩＳＫ１１ａの内容とバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂの内容とが相違しているならば、その相違しているマスタＬＤＩＳＫ１１ａのデータの複製（コピー）がバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに保存される。そして、レプリケーション管理テーブル２７０内でマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのＬＤＩＳＫ番号に対応付けて保持されているステータス情報が、スプリット状態から同期状態に更新される。これにより、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのレプリケーション状態が、図５において矢印５０３で示されるように、スプリット状態から同期状態に遷移する。
Thereafter, it is assumed that when the
次に、メンバＬＤＩＳＫのうちの、例えばマスタＬＤＩＳＫ１１ａにデータを書き込むことを要求するための書き込み要求（第１の書き込み要求）が、ホスト機器から制御装置１０に対して発行された場合の動作について、図８のフローチャートを参照して説明する。
Next, regarding the operation when a write request (first write request) for requesting to write data to, for example, the
ホスト機器からの第１の書き込み要求は、制御装置１０内のホストインタフェース制御部２１０で受信されて、ＩＯ管理部２２０を介してキャッシュ管理モジュール２４０に渡される。するとキャッシュ管理モジュール２４０内のキャッシュメモリ管理部２４３は書き込み制御手段として機能して、図８のフローチャートに従う処理を次のように実行する。
The first write request from the host device is received by the host
まずキャッシュメモリ管理部２４３は、ホスト機器からの第１の書き込み要求に含まれているアクセス情報に基づいてキャッシュブロック管理テーブル２５０を参照し、アクセス情報によって示されるマスタＬＤＩＳＫ１１ａ内のアクセス範囲（書き込み範囲）に対応するキャッシュブロックのエントリをサーチする（ステップＳ１１）。
First, the cache
次にキャッシュメモリ管理部２４３は、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのスナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップ（スナップビット群）のうちの“１”にセットされているスナップビットの範囲と、アクセス範囲とが重複しているかを判定する（ステップＳ１２）。つまりキャッシュメモリ管理部２４３は、スナップ時のダーティデータの範囲とアクセス範囲とが重複しているかを判定する。
Next, the cache
もし、両範囲が重複しているならば（ステップＳ１２がＹｅｓ）、その重複を解消するために、キャッシュメモリ管理部２４３は、キャッシュメモリ１０４に格納されている、その重複範囲に対応するキャッシュブロック内のデータ（未保存のスナップ時のデータ）をバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに書き込むための書き込みリクエスト（をＬＤＩＳＫアクセス制御部２４４に発行し、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに重複範囲に対応するスナップ時のデータを保存する（ステップＳ１３）。
If both ranges overlap (Yes in step S12), the cache
書き込みリクエストの発行によりＬＤＩＳＫアクセス制御部２４４は、ＲＡＩＤ制御部２８０及びＨＤＤインタフェース制御部２９０を介して、重複範囲に対応するキャッシュブロック内のデータを、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂの該当するアクセス範囲に書き込むためのライトアクセス制御を開始する。このバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂへのライトアクセス制御により、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに重複範囲に対応するスナップ時のデータが保存される。
When the write request is issued, the LDISK
もし本実施形態と異なって、ステップＳ１１〜Ｓ１３が実行されずに、ホスト機器からの第１の書き込み要求に従ってマスタＬＤＩＳＫ１１ａに対するデータの書き込みが行われたならば、重複範囲に対応するキャッシュメモリ１０４の領域のデータが、第１の書き込み要求で指定される新たなデータで上書きされるため、重複範囲に対応するスナップ時のデータが失われてしまう。そのため従来技術では、ホスト機器からのスプリットコマンドの受信時に、キャッシュメモリ１０４上のダーティデータをマスタディスクとバックアップディスクの両方に吐き出すデステージングを必要とする。本実施形態では、このようなデステージングを行うことなく、重複範囲に対応するスナップ時のデータが失われてしまう不具合を防止することができる。
Unlike the present embodiment, if data is written to the
さて、キャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ１３の後、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのスナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップ（スナップビット群）のうちの重複範囲のスナップビットを“０”にリセットする（ステップＳ１４）。これにより、スナップ時より後に重複範囲に対応するマスタＬＤＩＳＫ１１ａの領域に書き込まれるデータが、未保存のスナップデータとしてバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに保存される不具合を防止できる。
Now, after step S13, the cache
次にキャッシュメモリ管理部２４３は、重複範囲のスナップビットをリセットしたことにより、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのスナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップ中の全スナップビットが全て“０”となっているかを判定する（ステップＳ１５）。もし、全スナップビットが “０”となっているならば（ステップＳ１５がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３はマスタＬＤＩＳＫ１１ａに対応して設けられているスナップカウンタ２６０ａを、重複範囲に対応するキャッシュブロックの数だけディクリメントする（ステップＳ１６）。
Next, the cache
次にキャッシュメモリ管理部２４３は、スナップカウンタ２６０ａをディクリメントした結果、スナップカウンタ２６０ａの値が０となったかを判定する（ステップＳ１７）。もし、スナップカウンタ２６０ａの値が０となったならば（ステップＳ１７がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３は、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのレプリケーション状態を、レプリケーション管理部２３０によってスプリット移行状態からスプリット状態に遷移させる（ステップＳ１８）。即ちレプリケーション管理部２３０は、キャッシュメモリ管理部２４３からの要求に応じて、レプリケーション管理テーブル２７０内でマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのＬＤＩＳＫ番号に対応付けて保持されているステータス情報を、スプリット状態を示すステータス情報に更新する。
Next, the cache
すると、ＩＯ管理部２２０は、ホスト機器からの第１の書き込み要求で指定されたマスタＬＤＩＳＫ１１ａに書き込むべきデータ（ライトデータ）を、ホスト機器に要求する（ステップＳ１９）。以降の動作は従来と同様であり、まず、ＩＯ管理部２２０からホスト機器に要求されたデータ（第１の書き込み要求で指定されたマスタＬＤＩＳＫ１１ａに書き込むべきデータ）が、ホスト機器から制御装置１０に転送される。ホスト機器から制御装置１０に転送されたライトデータは、制御装置１０で受信される。
Then, the
本実施形態において、ホスト機器から転送されたデータの「受信」とは、データがキャッシュメモリ１０４にエントリされることを含む。つまり、ホスト機器から制御装置１０に転送された、マスタＬＤＩＳＫ１１ａに書き込むべきライトデータは、ステップＳ１１でサーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０の目的エントリに対応付けられているキャッシュメモリ１０４内のキャッシュブロックに、ＩＯ管理部２２０からの要求に基づくＩＯアクセス制御部２４１の制御の下で、キャッシュメモリ管理部２４３によってエントリされる。すると、ＩＯ管理部２２０からホスト機器に対して書き込み処理完了が通知される。このときキャッシュメモリ管理部２４３は、サーチされた目的エントリのＷＢＣビットフィールド２５４に保持されているビットマップのうち、第１の書き込み要求で指定されたアクセス範囲に対応するＷＢＣビットを“１”にセットする。
In the present embodiment, “reception” of data transferred from a host device includes entry of data into the
一方、ステップＳ１２、Ｓ１５またはＳ１７の判定がＮｏの場合には、ステップＳ１２、Ｓ１５またはＳ１７に続いてステップＳ１９が実行される。 On the other hand, if the determination in step S12, S15, or S17 is No, step S19 is executed subsequent to step S12, S15, or S17.
なお、図８のフローチャートでは省略されているが、ステップＳ１１で目的エントリをサーチできなかった場合、つまりアクセス範囲にヒットしなかった場合にも、ステップＳ１９が実行される。但し、目的エントリをサーチできなかった場合、キャッシュメモリ管理部２４３は、キャッシュメモリ１０４上のキャッシュブロック（空きキャッシュブロック）を確保して、確保されたキャッシュブロックに、ライトデータをエントリする。すると、ＩＯ管理部２２０からホスト機器に対して書き込み処理完了が通知される。
Although omitted in the flowchart of FIG. 8, step S19 is also executed when the target entry cannot be searched in step S11, that is, when the access range is not hit. However, if the target entry cannot be searched, the cache
このときキャッシュメモリ管理部２４３は、キャッシュブロック管理テーブル２５０内の空きエントリを確保して、確保されたエントリに、キャッシュブロックをマスタＬＤＩＳＫ１１ａのアクセス範囲に対応付けて管理するためのエントリ情報を設定する。このエントリ情報のＬＤＩＳＫ番号フィールド２５１にはマスタＬＤＩＳＫ１１ａのＬＤＩＳＫ番号が保持され、ＷＢＣビットフィールド２５４にはデータの範囲を示すビットマップ（ＷＢＣビット群）が保持される。
At this time, the cache
次に、レプリケーションが設定されているマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのうちの、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂにデータを書き込むための書き込み要求（第２の書き込み要求）が、ホスト機器から制御装置１０に対して発行された場合の動作について、図９のフローチャートを参照して説明する。
Next, when a write request (second write request) for writing data to the backup LDISK 11b out of the
ホスト機器からの第２の書き込み要求は、ホストインタフェース制御部２１０で受信されて、ＩＯ管理部２２０を介してキャッシュ管理モジュール２４０に渡される。するとキャッシュ管理モジュール２４０内のキャッシュメモリ管理部２４３は書き込み制御手段として機能して、図９のフローチャートに従う処理を次のように実行する。
The second write request from the host device is received by the host
まずキャッシュメモリ管理部２４３は、ホスト機器からの第２の書き込み要求に含まれているアクセス情報に基づいてキャッシュブロック管理テーブル２５０を参照し、アクセス情報によって指定されるバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂ内のアクセス範囲（書き込み範囲）に対応するキャッシュブロックのエントリをサーチする（ステップＳ２１）。
First, the cache
するとＩＯ管理部２２０は、ホスト機器からの第２の書き込み要求で指定されたバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに書き込むべきデータを、ホスト機器に要求する（ステップＳ２２）。これにより、第２の書き込み要求で指定されたバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに書き込むべきデータがホスト機器から転送されて、制御装置１０で受信される。つまり、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに書き込むべきデータは、ステップＳ１１でサーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０の目的エントリに対応付けられているキャッシュメモリ１０４内のキャッシュブロックにエントリされる。
Then, the
なお、図９のフローチャートでは省略されているが、ステップＳ２１で目的エントリをサーチできなかった場合、つまりアクセス範囲にヒットしなかった場合にも、ステップＳ２２が実行される。但し、目的エントリをサーチできなかった場合、キャッシュメモリ管理部２４３は、キャッシュメモリ１０４上のキャッシュブロックを確保して、確保されたキャッシュブロックに、上記データを格納する。このときキャッシュメモリ管理部２４３は、キャッシュメモリ１０４内のエントリを確保して、確保されたエントリに、キャッシュブロックをバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのアクセス範囲に対応付けて管理するためのエントリ情報を設定する。このエントリ情報のＬＤＩＳＫ番号フィールド２５１にはバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのＬＤＩＳＫ番号が保持され、ＷＢＣビットフィールド２５４にはデータの範囲を示すビットマップ（ＷＢＣビット群）が保持される。
Although omitted in the flowchart of FIG. 9, step S22 is executed even when the target entry cannot be searched in step S21, that is, when the access range is not hit. However, if the target entry cannot be searched, the cache
次にキャッシュメモリ管理部２４３は、レプリケーション管理テーブル２７０を参照し、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂをメンバＬＤＩＳＫとするレプリケーションの状態がスプリット移行状態にあるかを判定する（ステップＳ２３）。このレプリケーションの状態は、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのＬＤＩＳＫ番号が保持されているバックアップＬＤＩＳＫ番号フィールド２７２を含むレプリケーション管理テーブル２７０のエントリを探して、エントリ内のステータスフィールド２７３を参照することによって判定することができる。
Next, the cache
もし、レプリケーションの状態がスプリット移行状態にある場合（ステップＳ２３がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３は、第２の書き込み要求に含まれているアクセス情報に基づいてキャッシュブロック管理テーブル２５０を参照し、アクセス情報よって示されるバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂ内のアクセス範囲（書き込み範囲）と同一のマスタＬＤＩＳＫ１１ａ内の範囲（領域）に対応するキャッシュブロックのエントリをサーチする（ステップＳ２４）。このステップＳ２４は、例えばステップＳ２２でホスト機器に要求されたデータ（バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに書き込まれるべきデータ）がホスト機器から転送されて制御装置１０で受信された後に実行される。
If the replication state is the split transition state (Yes in step S23), the cache
キャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ２４でのサーチの結果、キャッシュブロック管理テーブル２５０内の該当するキャッシュブロックの目的エントリがサーチできたかを判定する（ステップＳ２５）。もし、目的エントリがサーチできたならば（ステップＳ２５がＹｅｓ）、つまりアクセス範囲にヒットしたならば、キャッシュメモリ管理部２４３は、エントリのスナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップ（スナップビット群）のうちのアクセス範囲に対応するスナップビットの範囲に“１”にセットされているスナップビットが存在するかを判定する（ステップＳ２６）。
The cache
ここで、アクセス範囲に対応するスナップビットの範囲に、“１”にセットされているスナップビットが存在するものとする（ステップＳ２６がＹｅｓ）。つまり、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのスナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップ（スナップビット群）のうちの“１”にセットされているスナップビットの範囲と、アクセス範囲（書き込み範囲）に対応するスナップビットの範囲とが重複しているものとする。
Here, it is assumed that there is a snap bit set to “1” in the snap bit range corresponding to the access range (Yes in step S26). That is, the snap bit range set to “1” in the bitmap (snap bit group) held in the
このことは、バックアップＬＤＩＳＫにおける重複しているスナップデータの領域に、第２の書き込み要求で指定されたデータが上書きされることとなるため、重複領域に対応するキャッシュブロック内のデータ（未保存のスナップ時のデータ）をバックアップＬＤＩＳＫに書き込む必要がなくなることを意味する。逆に、第２の書き込み要求で指定されたデータのバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂへの書き込みが実行されたとしても、重複領域に対応するキャッシュブロック内のデータ（未保存のスナップ時のデータ）をバックアップＬＤＩＳＫに書き込む動作が行われるならば、第２の書き込み要求で指定されたデータはマスタＬＤＩＳＫ１１ａの古いデータで上書きされる可能性がある。
This is because the data specified in the second write request is overwritten in the overlapping snap data area in the backup LDISK, and therefore the data in the cache block corresponding to the overlapping area (unsaved) This means that it is not necessary to write the data at the time of snapping to the backup LDISK. Conversely, even if the data specified by the second write request is written to the backup LDISK 11b, the data in the cache block corresponding to the overlapping area (data at the time of unsaved snap) is written to the backup LDISK. If the operation is performed, the data specified in the second write request may be overwritten with the old data of the
そこで本実施形態においキャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ２４でサーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのスナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップ（スナップビット群）のうち、アクセス範囲に対応するスナップビットを“０”にリセットする（ステップＳ２７）。これにより、第２の書き込み要求で指定されたデータのバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂへの書き込みが実行されても、そのデータが重複範囲に対応するマスタＬＤＩＳＫ１１ａの古いデータで上書きされることを防止できる。
Therefore, in this embodiment, the cache
次にキャッシュメモリ管理部２４３は、アクセス範囲に対応するスナップビットをリセットしたことにより、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのスナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップ中の全スナップビットが全て“０”となっているかを判定する（ステップＳ２８）。もし、全スナップビットが “０”となっているならば（ステップＳ２８がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３はマスタＬＤＩＳＫ１１ａに対応したスナップカウンタ２６０ａを、アクセス範囲に対応するキャッシュブロックの数だけディクリメントする（ステップＳ２９）。
Next, the cache
次にキャッシュメモリ管理部２４３は、スナップカウンタ２６０ａをディクリメントした結果、スナップカウンタ２６０ａの値が０となったかを判定する（ステップＳ３０）。もし、スナップカウンタ２６０ａの値が０となったならば（ステップＳ３０がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ１８と同様に、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのレプリケーション状態を、レプリケーション管理部２３０によってスプリット移行状態からスプリット状態に遷移させる（ステップＳ３１）。
Next, the cache
次に、ホスト機器から制御装置１０に対して、マスタＬＤＩＳＫ１１ａからデータを読み込むことを要求するための読み込み要求（第１の読み込み要求）が発行されたものとする。この場合、全てのレプリケーション状態で処理の内容に差異はないため、説明を省略する。
Next, it is assumed that a read request (first read request) for issuing a request to read data from the
次に、ホスト機器から制御装置１０に対して、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂからデータを読み込むことを要求するための読み込み要求（第２の読み込み要求）が発行された場合の動作について、図１０のフローチャートを参照して説明する。
Next, the operation when a read request (second read request) for requesting the
ホスト機器からの第２の読み込み要求は、制御装置１０内のホストインタフェース制御部２１０で受信されて、ＩＯ管理部２２０を介してキャッシュ管理モジュール２４０に渡される。するとキャッシュ管理モジュール２４０内のキャッシュメモリ管理部２４３は読み込み制御手段として機能して、図１０のフローチャートに従う処理を次のように実行する。
The second read request from the host device is received by the host
まずキャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ２３と同様に、レプリケーション管理テーブル２７０を参照し、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂをメンバＬＤＩＳＫとするレプリケーションの状態がスプリット移行状態にあるかを判定する（ステップＳ４１）。
First, similarly to step S23, the cache
もし、レプリケーションの状態がスプリット移行状態にある場合（ステップＳ４１がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３は、第２の読み込み要求に含まれているアクセス情報に基づいてキャッシュブロック管理テーブル２５０を参照し、アクセス情報よって示されるバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂ内のアクセス範囲（読み込み範囲）と同一のマスタＬＤＩＳＫ１１ａ内の範囲（領域）に対応するキャッシュブロックのエントリをサーチする（ステップＳ４２）。
If the replication state is the split transition state (Yes in step S41), the cache
キャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ４２でのサーチの結果、キャッシュブロック管理テーブル２５０内の該当するキャッシュブロックの目的エントリがサーチできたかを判定する（ステップＳ４３）。もし、目的エントリがサーチできたならば（ステップＳ４３がＹｅｓ）、つまりアクセス範囲にヒットしたならば、キャッシュメモリ管理部２４３は、エントリのスナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップ（スナップビット群）のうちの“１”にセットされているスナップビットの範囲と、アクセス範囲（読み込み範囲）に対応するスナップビットの範囲とが重複しているかを判定する（ステップＳ４４）。つまりキャッシュメモリ管理部２４３は、スナップ時のダーティデータ（未保存のスナップデータ）とアクセス範囲とが重複しているかを判定する。
The cache
もし、両範囲が重複しているならば（ステップＳ４４がＹｅｓ）、その重複範囲に関しては、キャッシュメモリ管理部２４３は、キャッシュメモリ１０４に格納されている、重複範囲に対応するキャッシュブロック内のデータ、つまり未保存のスナップ時のマスタＬＤＩＳＫ１１ａのデータを、ＩＯアクセス制御部２４１により、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのデータとしてホスト機器に転送させる（ステップＳ４５）。
If both ranges overlap (Yes in step S44), for the overlap range, the cache
一方、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂ内のアクセス範囲のうち重複範囲以外の範囲（非重複範囲）に関しては、キャッシュメモリ管理部２４３はキャッシュブロック管理テーブル２５０を参照し、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂの非重複範囲に対応するキャッシュブロックのエントリをサーチする（ステップＳ４６）。キャッシュメモリ管理部２４３は、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂの非重複範囲に対応するキャッシュブロックのエントリがサーチできたか否かによって、キャッシュブロックのデータ、またはバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂ内の非重複範囲のデータを、ＩＯアクセス制御部２４１によってホスト機器に転送させる（ステップＳ４７）。
On the other hand, for a range other than the overlapping range (non-overlapping range) in the access range in the backup LDISK 11b, the cache
一方、ステップＳ４１、Ｓ４３またはＳ４４の判定がＮｏの場合、キャッシュメモリ管理部２４３は、第２の読み込み要求に含まれているアクセス情報に基づいてキャッシュブロック管理テーブル２５０を参照し、アクセス情報によって示されるバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂ内のアクセス範囲に対応するキャッシュブロックのエントリをサーチする（ステップＳ４６）。このアクセス範囲は、重複範囲が０の場合の非重複範囲に相当する。キャッシュメモリ管理部２４３は、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのアクセス範囲に対応するキャッシュブロックのエントリがサーチできたか否かによって、キャッシュブロックのデータ、またはバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂ内のアクセス範囲のデータを、ＩＯアクセス制御部２４１によってホスト機器に転送させる（ステップＳ４７）。
On the other hand, when the determination in step S41, S43, or S44 is No, the cache
次に、デステージング時の動作について、図１１のフローチャートを参照して説明する。今、デステージング／ステージング制御部２４２が、マスタＬＤＩＳＫ１１ａまたはバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに対して未だ書き込みが実施されていないキャッシュメモリ１０４上のデータを対象とするデステージングを、ＩＯ管理部２２０に対して要求したものとする。このデステージング要求はＩＯ管理部２２０からＩＯアクセス制御部２４１を介してキャッシュメモリ管理部２４３に通知される。するとキャッシュメモリ管理部２４３は書き込み制御手段として機能して、図１１のフローチャートに従う処理を次のように実行する。
Next, the operation at the time of destaging will be described with reference to the flowchart of FIG. The destaging /
まずキャッシュメモリ管理部２４３は、キャッシュブロック管理テーブル２５０を参照し、ＷＢＣビットフィールド２５４に保持されているビットマップ（ＷＢＣビット群）内に“１”にセットされているＷＢＣビットが存在するキャッシュブロックのエントリをサーチする（ステップＳ５１）。
First, the cache
キャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ５１でサーチされた各キャッシュブロックのエントリについて、エントリのスナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップ（スナップビット群）内に“１”にセットされているスナップビットが存在するかを判定する（ステップＳ５２）。
The cache
キャッシュメモリ管理部２４３は、“１”にセットされているスナップビットが存在するエントリ（ステップＳ５２の判定がＹｅｓのエントリ）について、エントリのスナップビットフィールド２５６及びＷＢＣビットフィールド２５４を比較し、“１”であるスナップビットの範囲とＷＢＣビットの範囲が一致しているかを判定する（ステップＳ５３）。
The cache
もし、一致している場合（ステップＳ５３がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３は、キャッシュブロック内のその範囲のデータをマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂの双方に書き込むことを、ＬＤＩＳＫアクセス制御部２４４に対して要求する（ステップＳ５４）。
If they match (Yes in step S53), the cache
これに対し、一致していない場合（ステップＳ５３がＮｏ）、キャッシュメモリ管理部２４３は、キャッシュブロック内のＷＢＣビットが“１”の範囲のデータをマスタＬＤＩＳＫ１１ａに書き込み、キャッシュブロック内のスナップビットが“１”の範囲のデータをバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに書き込むことを、ＬＤＩＳＫアクセス制御部２４４に対して要求する（ステップＳ５５）。
On the other hand, if they do not match (No in step S53), the cache
なお、ステップＳ５４は、ステップＳ５５と等価である。よって、ステップＳ５３の判定を省略して、常にステップＳ５４あるいはステップＳ５５が行われる構成であっても構わない。 Step S54 is equivalent to step S55. Thus, the determination in step S53 may be omitted, and step S54 or step S55 may always be performed.
キャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ５４またはＳ５５（に基づく書き込み）が行われると、“１”にセットされているスナップビットが存在するキャッシュブロック管理テーブル２５０内の該当エントリのＷＢＣビットフィールド２５４及びスナップビットフィールド２５６を対象に、それぞれ、ＬＤＩＳＫアクセス制御部２４４に対して要求された書き込み範囲に対応するＷＢＣビット及びスナップビットをクリアする（ステップＳ５６）。
When step S54 or S55 (write based on) is performed, the cache
次にキャッシュメモリ管理部２４３は、書き込み範囲のスナップビットをリセットしたことにより、キャッシュブロック管理テーブル２５０内の該当エントリの中に、スナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップ中の全スナップビットが全て“０”となったエントリが存在するかを判定する（ステップＳ５７）。もし、該当するエントリが存在するならば（ステップＳ５７がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３はマスタＬＤＩＳＫ１１ａに対応して設けられているスナップカウンタ２６０ａを、対応するキャッシュブロックの数だけディクリメントする（ステップＳ５８）。
Next, the cache
次にキャッシュメモリ管理部２４３は、スナップカウンタ２６０ａをディクリメントした結果、スナップカウンタ２６０ａの値が０となったかを判定する（ステップＳ５９）。もし、スナップカウンタ２６０ａの値が０となったならば（ステップＳ５９がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３は、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのレプリケーション状態を、レプリケーション管理部２３０によって、スプリット移行状態からスプリット状態に遷移させる（ステップＳ６０）。即ちレプリケーション管理部２３０は、キャッシュメモリ管理部２４３からの要求に応じて、レプリケーション管理テーブル２７０内でマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのＬＤＩＳＫ番号に対応付けて保持されているステータスを、スプリット状態を示すステータスに更新する。
Next, the cache
一方、ステップＳ５７の判定がＮｏの場合、ステップＳ５８以降の処理は行われない。また、ステップＳ５９の判定がＮｏの場合、ステップＳ６０の処理は行われない。 On the other hand, when the determination in step S57 is No, the processes after step S58 are not performed. If the determination in step S59 is No, the process in step S60 is not performed.
さて、キャッシュメモリ管理部２４３は、“１”にセットされているＷＢＣビットは存在するが、“１”にセットされているスナップビットは存在しないエントリ（ステップＳ５２の判定がＮｏのエントリ）に対応するキャッシュブロックについて、次のように処理する。まずキャッシュメモリ管理部２４３は、レプリケーション管理テーブル２７０を参照して、レプリケーションの状態が同期状態にあるかを判定する（ステップＳ６１）。
Now, the cache
もし、同期状態にある場合（ステップＳ６１がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ５２の判定がＮｏのエントリのＷＢＣビットフィールド２５４に基づき、エントリに対応するキャッシュブロック内のＷＢＣビットが“１”の範囲のデータをマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂの双方に書き込む（筐体内レプリケーションの）ための書き込みリクエストをＬＤＩＳＫアクセス制御部２４４に発行する（ステップＳ６２）。
If the cache
キャッシュメモリ管理部２４３は、書き込みリクエストに基づく書き込み（ここでは筐体内レプリケーション）が行われると、ステップＳ５２の判定がＮｏのエントリ（“１”にセットされているスナップビットが存在しないエントリ）のＷＢＣビットフィールド２５４を対象に、書き込みリクエストで指定した書き込み範囲に対応するＷＢＣビットをリセットする（ステップＳ６４）。
When the write based on the write request (in this case, replication within the case) is performed, the cache
これに対し、同期状態にないならば（ステップＳ６１がＮｏ）、キャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ５２の判定がＮｏのエントリのＷＢＣビットフィールド２５４に基づき、エントリに対応するキャッシュブロック内のＷＢＣビットが“１”の範囲のデータをマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのいずれか一方に書き込むための書き込みリクエストをＬＤＩＳＫアクセス制御部２４４に発行する（ステップＳ６３）。マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのいずれにデータを書き込むかは、ステップＳ５２の判定がＮｏのエントリのＬＤＩＳＫ番号フィールド２５１に保持されているＬＤＩＳＫ番号が、マスタＬＤＩＳＫ１１ａまたはバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのいずれ対応付けられているかによって決定される。
On the other hand, if it is not in the synchronized state (No in step S61), the cache
キャッシュメモリ管理部２４３は、書き込みリクエストに基づく書き込みが行われると、ステップＳ５２の判定がＮｏのエントリのＷＢＣビットフィールド２５４を対象に、書き込み範囲に対応するＷＢＣビットをリセットする（ステップＳ６４）。
When the write based on the write request is performed, the cache
このように本実施形態においては、ホスト機器からのスプリットコマンドの受信時に、キャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのＷＢＣビットフィールド２５４に保持されているビットマップ（キャッシュメモリ１０４にキャッシングされたデータのうちマスタＬＤＩＳＫ１１ａに対して書き込みが実施されていないダーティデータの範囲を示すビットマップ）が、エントリのスナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップ（バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに書き込まれるべきデータであるスナップデータの範囲を示すビットマップ）にコピーされる。そして、このコピー完了をもって、レプリケーションの状態が、同期状態からスプリット移行状態に遷移されて、スプリットコマンドに対するスナップショット作成の完了がホスト機器に通知される。ダーティデータのマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂへの書き出しは、スナップショット作成の完了の通知後に行われる。
As described above, in this embodiment, when the split command is received from the host device, the bitmap (of the data cached in the cache memory 104) held in the
つまり、本実施形態によれば、スプリットコマンドの受信時に、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに対するデステージングを行わないため、従来と比較して同期状態からスプリット状態への移行が短時間で完了し、高速にスナップショットを作成できる。しかも本実施形態では、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに対するデステージングを行わずに、ミラー状態からスプリット状態へ移行しているにも拘わらず、キャッシュブロック管理テーブル２５０内での上述のコピー処理により、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂを正しくスプリット状態で運用させることができる。
That is, according to the present embodiment, when the split command is received, the
［変形例］
次に、実施形態の変形例について説明する。この変形例の第１の特徴は、実施形態と異なり、スプリットコマンドの受信時のスナップショット作成処理において、“１”にセットされているＷＢＣビットを含むエントリをサーチして、エントリのＷＢＣビットフィールド２５４に保持されているビットマップを、エントリ内のスナップビットフィールド２５６にコピーする動作を行わずに、レプリケーションの状態を同期状態からスプリット移行状態に遷移するだけで、スプリットコマンドに対するスプリット完了がホスト機器に通知される点にある。本変形例の第２の特徴は、マスタＬＤＩＳＫ１１ａにデータを書き込むことを要求するための第１の書き込み要求が、ホスト機器から制御装置１０に対して発行された場合の動作が、レプリケーションの状態（スプリット移行状態、スプリット状態または同期状態のいずれであるか）によって異なる点にもある。
[Modification]
Next, a modification of the embodiment will be described. The first feature of this modification is that, unlike the embodiment, in the snapshot creation process upon reception of the split command, an entry including the WBC bit set to “1” is searched for, and the WBC bit field of the entry The host device can complete the split for the split command only by changing the replication state from the synchronous state to the split transition state without performing the operation of copying the bitmap held in 254 to the
まず、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのレプリケーション状態が同期状態にあるときに、ホスト機器から制御装置１０に対してスナップショット作成を指示するためのスプリットコマンドが発行された場合の動作について、図１２のフローチャートを参照して説明する。制御装置１０内のキャッシュメモリ管理部２４３は、スプリットコマンドを受信すると、スナップショット作成手段として機能する。
First, the operation when the split command for instructing the
まずキャッシュメモリ管理部２４３は、マスタＬＤＩＳＫ１１ａに対応して設けられているスナップカウンタ２６０ａの値が０であるかを判定する（ステップＳ７１）。スナップカウンタ２６０ａの値が０でない場合（ステップＳ７１がＮｏ）、キャッシュメモリ管理部２４３は、レプリケーション管理テーブル２７０内でマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのＬＤＩＳＫ番号に対応付けて保持されているステータス情報を、レプリケーション管理部２３０によって、スプリット移行状態を示すステータス情報に更新させる（ステップＳ７２）。そしてキャッシュメモリ管理部２４３は、ホスト機器からのスプリットコマンド（スプリット要求）に対して、ＩＯ管理部２２０によりホスト機器にスプリット完了を通知させる（ステップＳ７３）。
First, the cache
このように本変形例においては、ホスト機器からのスプリットコマンド受信時に、上記実施形態と異なって、キャッシュブロック管理テーブル２５０におけるＷＢＣビットをスナップビットとしてコピーする処理を行わずに、レプリケーションの状態が同期状態からスプリット移行状態に遷移され、この状態遷移をもって、ホスト機器にスプリット完了が通知される。 As described above, in this modified example, when the split command is received from the host device, the replication status is synchronized without performing the process of copying the WBC bit as the snap bit in the cache block management table 250 unlike the above embodiment. The state is shifted to the split transition state, and with this state transition, the completion of split is notified to the host device.
但し、スナップカウンタ２６０ａの値が０の場合には（ステップＳ７１がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３は、レプリケーション管理部２３０によって、スプリット状態を示すステータス情報に更新させる（ステップＳ７４）。そしてキャッシュメモリ管理部２４３は、ホスト機器からのスプリットコマンドに対して、ＩＯ管理部２２０によりホスト機器にスプリット完了を通知させる（ステップＳ７３）。
However, when the value of the
次に、レプリケーションが設定されているマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのうちの、マスタＬＤＩＳＫ１１ａにデータを書き込むことを要求するための第１の書き込み要求が、ホスト機器から制御装置１０に対して発行された場合の動作について、図１３のフローチャートを参照して説明する。
Next, when a first write request for requesting to write data to the
キャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ１１と同様に、ホスト機器からの第１の書き込み要求に含まれているアクセス情報に基づいてキャッシュブロック管理テーブル２５０を参照し、アクセス情報によって示されるマスタＬＤＩＳＫ１１ａ内のアクセス範囲（書き込み範囲）に対応するキャッシュブロックのエントリをサーチする（ステップＳ８１）。
Similarly to step S11, the cache
次にキャッシュメモリ管理部２４３は、レプリケーション管理テーブル２７０を参照し、マスタＬＤＩＳＫ１１ａをメンバＬＤＩＳＫとするレプリケーションの状態がスプリット移行状態にあるかを判定する（ステップＳ８２）。もし、レプリケーションの状態がスプリット移行状態にあるならば（ステップＳ８２がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３はステップＳ１２と同様に、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのスナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップのうちの“１”にセットされているスナップビットの範囲と、アクセス範囲とが重複しているかを判定する（ステップＳ８３）。
Next, the cache
もし、スナップビットの範囲とアクセス範囲とが重複しているならば（ステップＳ８３がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３はステップＳ１３と同様に、キャッシュメモリ１０４に格納されている、その重複範囲に対応するキャッシュブロック内のデータをバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに書き込むための書き込みリクエストをＬＤＩＳＫアクセス制御部２４４に発行する（ステップＳ８４）。これにより、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに、重複範囲に対応するスナップ時のデータが反映される。
If the snap bit range and the access range overlap (Yes in step S83), the cache
次にキャッシュメモリ管理部２４３はステップＳ１４及びＳ１５と同様に、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのスナップビットフィールド２５６に保持されているビットマップのうちの重複範囲のスナップビットをクリアし、しかる後にビットマップ中の全スナップビットが全て“０”となっているかを判定する（ステップＳ８５及びＳ８６）。もし、全スナップビットが “０”となっているならば（ステップＳ８６がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３はステップＳ１６及びＳ１７と同様に、スナップカウンタ２６０ａを重複範囲に対応するキャッシュブロックの数だけディクリメントし（ステップＳ８７）、ディクリメント後のスナップカウンタ２６０ａの値が０となったかを判定する（ステップＳ８８）。
Next, as in steps S14 and S15, the cache
もし、スナップカウンタ２６０ａの値が０となったならば（ステップＳ８８がＹｅｓ）、キャッシュメモリ管理部２４３はステップＳ１８と同様に、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのレプリケーション状態を、レプリケーション管理部２３０によって、スプリット移行状態からスプリット状態に遷移させる（ステップＳ８９）。マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂがスプリット状態に遷移すると、ＩＯ管理部２２０は、ホスト機器からの第１の書き込み要求で指定されたマスタＬＤＩＳＫ１１ａに書き込むべきデータを、ホスト機器に要求する（ステップＳ９０）。これにより、要求されたデータがホスト機器から転送されて、制御装置１０で受信される。
If the value of the
するとキャッシュメモリ管理部２４３は、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのＷＢＣビットフィールド２５４に保持されているビットマップのうち、第１の書き込み要求で指定されたアクセス範囲（書き込み範囲）に対応するＷＢＣビットを“１”にセットする（ステップＳ９１）。つまりキャッシュメモリ管理部２４３は、第１の書き込み要求で指定された書き込み範囲を、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのＷＢＣビットフィールド２５４のみに反映する。ステップＳ８３、Ｓ８６またはＳ８８の判定がＮｏの場合には、ステップＳ８３、Ｓ８６またはＳ８８に続いて、ステップＳ９０及びＳ９１が実行される。
Then, the cache
一方、ステップＳ８２の判定がＮｏの場合、つまりレプリケーションの状態がスプリット移行状態でない場合には、キャッシュメモリ管理部２４３は、レプリケーションの状態がスプリット状態にあるかを判定する（ステップＳ９２）。もし、レプリケーションの状態がスプリット状態にあるならば（ステップＳ９２がＹｅｓ）、ステップＳ９０及びＳ９１が実行されて、第１の書き込み要求で指定された書き込み範囲が、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのＷＢＣビットフィールド２５４のみに反映される。
On the other hand, if the determination in step S82 is No, that is, if the replication state is not the split transition state, the cache
これに対し、レプリケーションの状態がスプリット状態にないならば（ステップＳ９２がＮｏ）、つまりレプリケーションの状態が同期状態にあるならば、ＩＯ管理部２２０はステップＳ９０と同様に、ホスト機器からの第１の書き込み要求で指定されたマスタＬＤＩＳＫ１１ａに書き込むべきデータを、ホスト機器に要求する（ステップＳ９３）。これにより、要求されたデータがホスト機器から転送されて、制御装置１０で受信される。
On the other hand, if the replication state is not in the split state (No in step S92), that is, if the replication state is in the synchronous state, the
するとキャッシュメモリ管理部２４３は、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのＷＢＣビットフィールド２５４及びスナップビットフィールド２５６にそれぞれ保持されているビットマップのうち、第１の書き込み要求で指定されたアクセス範囲（書き込み範囲）に対応するＷＢＣビット及びスナップビットを“１”にセットする（ステップＳ９４）。つまりキャッシュメモリ管理部２４３は、第１の書き込み要求で指定された書き込み範囲を、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのＷＢＣビットフィールド２５４及びスナップビットフィールド２５６の双方に反映する。
Then, the cache
このように本変形例においては、レプリケーションの状態が同期状態にある場合に、第１の書き込み要求で指定された書き込み範囲に対応するキャッシュメモリ１０４上のデータが、書き込み範囲に対応するＷＢＣビットにより、マスタＬＤＩＳＫ１１ａに書き込むべきダーティデータとして指定されるだけでなく、書き込み範囲に対応するスナップビットにより、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに書き込むべきスナップデータとして指定される。このことは、上記実施形態におけるスナップショット作成処理で実行される上述のコピー動作を、同期状態において逐次行うことと等価である。
As described above, in the present modification, when the replication state is in the synchronous state, the data on the
次にキャッシュメモリ管理部２４３は、ステップＳ９４の実行前の、サーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリにおける書き込み範囲に対応するスナップビットが“０”であったかを判定する（ステップＳ９５）。つまりキャッシュメモリ管理部２４３は、書き込み範囲に対応するスナップビットが“０”から“１”に更新されたかを判定する。ステップＳ９５の判定がＹｅｓの場合、キャッシュメモリ管理部２４３は、スナップカウンタ２６０ａを書き込み範囲に対応するキャッシュブロックの数だけインクリメントする（ステップＳ９６）。これに対し、ステップＳ９５の判定がＮｏの場合、ステップＳ９６は行われない。
Next, the cache
次に、レプリケーションが設定されているマスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂのうちのバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂにデータを書き込むことを要求するための第２の書き込み要求が、ホスト機器から制御装置１０に対して発行されたものとする。この場合、実施形態と同様に、図９のフローチャートに従って処理が行われる。
Next, a second write request for requesting to write data to the backup LDISK 11b of the
次に、ホスト機器から制御装置１０に対して、マスタＬＤＩＳＫ１１ａからデータを読み込むことを要求するための第１の読み込み要求が発行されたものとする。この場合、全てのレプリケーション状態で処理の内容に差異はないため、説明を省略する。
Next, it is assumed that a first read request for requesting the host device to read data from the
次に、ホスト機器から制御装置１０に対して、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂからデータを読み込むことを要求するための第２の読み込み要求が発行されたものとする。この場合、実施形態と同様に、図１０のフローチャートに従って処理が行われる。
Next, it is assumed that a second read request for issuing a request to read data from the backup LDISK 11b is issued from the host device to the
次に、本変形例におけるデステージング時の動作について、図１１のフローチャートと相違する点を中心に、図１４のフローチャートを参照して説明する。なお、図１４において、図１１と等価な処理ステップには、同一参照符号を付してある。 Next, the operation at the time of destaging in the present modification will be described with reference to the flowchart of FIG. 14, focusing on the differences from the flowchart of FIG. In FIG. 14, the same reference numerals are assigned to the processing steps equivalent to those in FIG.
図１４のフローチャートが図１１のそれと相違する点は、ステップＳ５９の判定がＹｅｓの場合に、ステップＳ６０ではなくて、ステップＳ１００が実行されることにある。このステップＳ１００において、キャッシュメモリ管理部２４３は、レプリケーション管理テーブル２７０を参照し、バックアップＬＤＩＳＫ１１ｂをメンバＬＤＩＳＫとするレプリケーションの状態がスプリット移行状態にあるかを判定する。キャッシュメモリ管理部２４３は、レプリケーションの状態がスプリット移行状態にある場合だけ（ステップＳ１００がＹｅｓ）、ステップ６０を実行する。即ちキャッシュメモリ管理部２４３は、スナップカウンタ２６０ａの値が０となり（ステップＳ５９がＹｅｓ）、レプリケーションの状態がスプリット移行状態にある場合だけ（ステップＳ１００がＹｅｓ）、レプリケーションの状態を、レプリケーション管理部２３０によってスプリット移行状態からスプリット状態に遷移させる（ステップＳ６０）。
The flowchart of FIG. 14 differs from that of FIG. 11 in that step S100 is executed instead of step S60 when the determination in step S59 is Yes. In step S100, the cache
また、図１４のフローチャートにおけるステップＳ５４は、筐体内レプリケーションの制御が実行されることと等価である。その理由は、第１の書き込み要求で指定された書き込み範囲が、同期状態におけるステップＳ９３及びＳ９４の処理（図１３のフローチャート参照）により、ステップＳ８１でサーチされたキャッシュブロック管理テーブル２５０内のエントリのＷＢＣビットフィールド２５４だけでなく、エントリのスナップビットフィールド２５６にも反映されているからである。
Further, step S54 in the flowchart of FIG. 14 is equivalent to executing intra-box replication control. The reason is that the write range specified by the first write request is determined by the entry in the cache block management table 250 searched in step S81 by the processing in steps S93 and S94 in the synchronized state (see the flowchart in FIG. 13). This is because it is reflected not only in the
また、図１４のフローチャートが図１１のそれと相違する他の点は、“１”にセットされているスナップビットが存在しないエントリ（ステップＳ５２の判定がＮｏのエントリ）について、キャッシュメモリ管理部２４３が、常にステップＳ６３及びＳ６４のみを実行することである。その理由は、上述のように、図１４のフローチャートにおけるステップＳ５４により、実質的な筐体内レプリケーションの制御が実行されるからである。
In addition, the flowchart of FIG. 14 differs from that of FIG. 11 in that the cache
本変形例においても、ホスト機器からのスプリットコマンドの受信時に、マスタＬＤＩＳＫ１１ａ及びバックアップＬＤＩＳＫ１１ｂに対するデステージングを行わないため、ミラー状態からスプリット状態への移行が従来技術と比較して大幅に短時間で完了することができる。
Also in this modified example, when the split command is received from the host device, the
なお、本発明は、実施形態またはその変形例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、実施形態またはその変形例に開示されている複数の構成要素の適宜な組み合わせにより種々の発明を形成できる。例えば、実施形態またはその変形例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。 Note that the present invention is not limited to the embodiment or its modification as it is, and can be embodied by modifying the components without departing from the scope of the invention in the implementation stage. In addition, various inventions can be formed by appropriately combining a plurality of constituent elements disclosed in the embodiment or its modifications. For example, you may delete a some component from all the components shown by embodiment or its modification.
１…データ記憶装置、２…データ通信路、１０…制御装置、１１ａ…論理ディスク（ＬＤＩＳＫ、マスタ論理ディスク、マスタＬＤＩＳＫ、第１の記憶媒体）、１１ｂ…論理ディスク（ＬＤＩＳＫ、バックアップ論理ディスク、バックアップＬＤＩＳＫ、第２の記憶媒体）、１０２…ＣＰＵ、１０３…プログラムメモリ、１０４…キャッシュメモリ、２１０…ホストインタフェース制御部、２２０…ＩＯ管理部、２３０…レプリケーション管理部、２４０…キャッシュ管理モジュール、２４１…ＩＯアクセス制御部、２４２…デステージング／ステージング制御部、２４３…キャッシュメモリ管理部、２４４…ＬＤＩＳＫアクセス制御部、２５０…キャッシュブロック管理テーブル、２６０ａ，２６０ｂ…スナップカウンタ、２７０…レプリケーション管理テーブル。
DESCRIPTION OF
Claims (5)
ホスト機器と前記第１及び第２の記憶媒体との間に介在し、前記第１及び第２の記憶媒体のレプリケーション管理上の状態が第１の状態では、前記第１及び第２の記憶媒体を、前記第１の記憶媒体に記憶されているデータの複製が前記第２の記憶媒体に保存されるミラーとして運用するための制御を行う制御装置とを具備し、
前記制御装置は、
前記第１及び第２の記憶媒体に対して読出しまたは書き込みされるデータを記憶するキャッシュメモリと、
前記キャッシュメモリに記憶されたデータのうち前記第１の記憶媒体に対して書き込みが実施されていないダーティデータの範囲を示す第１の変数と、前記第２の記憶媒体に書き込まれるべきデータであるスナップデータの範囲を示す第２の変数とを含む、前記キャッシュメモリに記憶されたデータを管理するためキャッシュ管理用データを記憶する記憶手段と、
前記ホスト機器からのスナップショット作成要求に応じて、前記第１の変数を前記第２の変数にコピーし、前記第２の変数へのコピー完了をもって、レプリケーション管理上の状態を、前記第１の状態から前記第１及び第２の記憶媒体が論理的に分離された第２の状態に移行する状態であり、スナップショットが前記第２の記憶媒体のデータとして確定していないことを示す第３の状態に遷移させると共に、前記スナップショット作成要求に対するスナップショット作成の完了を前記ホスト機器に通知するスナップショット作成手段と、
前記第１の記憶媒体に対して書き込みが実施されていない前記キャッシュメモリ上のデータを対象とするデステージングを制御するデステージング制御手段と、
前記第１の状態において、前記デステージング制御手段によってデステージングが指定された場合、前記第１の変数で指定される範囲の前記キャッシュメモリ上のデータを前記第１及び第２の記憶媒体の双方に書き込むための制御に応じて前記第１の変数を更新し、前記第１の状態以外において、前記デステージング制御手段によってデステージングが指定された場合、前記第１の変数で指定される範囲の前記キャッシュメモリ上のデータを前記第１の記憶媒体に、前記第２の変数で指定される範囲の前記キャッシュメモリ上のデータを前記第２の記憶媒体に、それぞれ書き込むための制御に応じて前記第１及び第２の変数を更新する書き込み制御手段とを含む
ことを特徴とするデータ記憶装置。 A first storage medium and a second storage medium;
The first and second storage media are interposed between the host device and the first and second storage media, and the replication management status of the first and second storage media is the first status. A control device that performs control for operating a replica of data stored in the first storage medium as a mirror stored in the second storage medium,
The control device includes:
A cache memory for storing data to be read from or written to the first and second storage media;
The first variable indicating the range of dirty data that has not been written to the first storage medium among the data stored in the cache memory, and the data to be written to the second storage medium Storage means for storing cache management data for managing data stored in the cache memory, including a second variable indicating a range of snap data;
In response to a snapshot creation request from the host device, the first variable is copied to the second variable, and upon completion of copying to the second variable, the replication management status is changed to the first variable. A third state in which the first and second storage media are shifted from a state to a second state in which the first and second storage media are logically separated, and a snapshot is not determined as data of the second storage medium; And a snapshot creation means for notifying the host device of completion of snapshot creation in response to the snapshot creation request,
Destaging control means for controlling destaging for the data on the cache memory that has not been written to the first storage medium;
In the first state, when destaging is designated by the destaging control means, data in the cache memory in a range designated by the first variable is stored in both the first and second storage media. The first variable is updated according to the control for writing to, and when destaging is designated by the destaging control means in a state other than the first state, the range of the range designated by the first variable The data on the cache memory is written to the first storage medium, and the data on the cache memory in the range specified by the second variable is written to the second storage medium according to the control for writing to the first storage medium, respectively. A data storage device comprising: a write control means for updating the first and second variables.
ホスト機器と前記第１及び第２の記憶媒体との間に介在し、前記第１及び第２の記憶媒体のレプリケーション管理上の状態が第１の状態では、前記第１及び第２の記憶媒体を、前記第１の記憶媒体に記憶されているデータの複製が前記第２の記憶媒体に保存されるミラーとして運用するための制御を行う制御装置とを具備し、
前記制御装置は、
前記第１及び第２の記憶媒体に対して読出しまたは書き込みされるデータを記憶するキャッシュメモリと、
前記キャッシュメモリに記憶されたデータのうち前記第１の記憶媒体に対して書き込みが実施されていないダーティデータの範囲を示す第１の変数と、前記第２の記憶媒体に書き込まれるべきデータであるスナップデータの範囲を示す第２の変数とを含む、前記キャッシュメモリに記憶されたデータを管理するためキャッシュ管理用データを記憶する記憶手段と、
前記ホスト機器からのスナップショット作成要求に応じて、前記レプリケーション管理上の状態を、前記第１の状態から前記第１及び第２の記憶媒体とが論理的に分離された第２の状態に移行する状態であり、スナップショットが前記第２の記憶媒体のデータとして確定していないことを示す第３の状態に遷移させ、当該第３の状態への遷移をもって前記スナップショット作成要求に対するスナップショット作成の完了を前記ホスト機器に通知するスナップショット作成手段と、
前記第１の記憶媒体または前記第２の記憶媒体に対して書き込みが実施されていない前記キャッシュメモリ上のデータを対象とするデステージングを制御するデステージング制御手段と、
前記第１の状態における前記ホスト機器からの前記第１の記憶媒体に対するデータ書き込み要求に応じ、当該データ書き込み要求で指定されたデータを前記キャッシュメモリに記憶すると共に、前記第１及び第２の変数の示す範囲に当該データ書き込み要求で指定されたアクセス範囲が含まれるように前記第１及び第２の変数を更新する書き込み制御手段であって、前記デステージング制御手段によって、前記第１の記憶媒体に対して書き込みが実施されていない前記キャッシュメモリ上のデータを対象とするデステージングが指定された場合、前記第１の変数で指定される範囲の前記キャッシュメモリ上のデータを前記第１の記憶媒体に、前記第２の変数で指定される範囲の前記キャッシュメモリ上のデータを前記第２の記憶媒体に、それぞれ書き込むための制御を行い、当該書き込み制御に応じて前記第１及び第２の変数を更新する書き込み制御手段とを含む
ことを特徴とするデータ記憶装置。 A first storage medium and a second storage medium;
The first and second storage media are interposed between the host device and the first and second storage media, and the replication management status of the first and second storage media is the first status. A control device that performs control for operating a replica of data stored in the first storage medium as a mirror stored in the second storage medium,
The control device includes:
A cache memory for storing data to be read from or written to the first and second storage media;
The first variable indicating the range of dirty data that has not been written to the first storage medium among the data stored in the cache memory, and the data to be written to the second storage medium Storage means for storing cache management data for managing data stored in the cache memory, including a second variable indicating a range of snap data;
In response to a snapshot creation request from the host device, the replication management state is shifted from the first state to a second state in which the first and second storage media are logically separated. To the third state indicating that the snapshot is not determined as data of the second storage medium, and the snapshot creation in response to the snapshot creation request is made with the transition to the third state Snapshot creation means for notifying the host device of completion of
Destaging control means for controlling destaging for data in the cache memory that is not written to the first storage medium or the second storage medium;
In response to a data write request from the host device to the first storage medium in the first state, the data specified by the data write request is stored in the cache memory, and the first and second variables Write control means for updating the first and second variables so that the access range specified by the data write request is included in the range indicated by the first storage medium by the destaging control means When destaging for the data on the cache memory that has not been written to is specified, the data on the cache memory in the range specified by the first variable is stored in the first storage. In the medium, data in the cache memory in a range specified by the second variable is stored in the second storage medium. It performs control for writing Re, data storage device which comprises a writing control means for updating the first and second variable in response to the write control.
重複している場合、その重複している範囲のデータを前記第２の記憶媒体に書き込むための制御を行い、当該書き込み制御に応じて前記第２の変数を更新する一方、重複の有無に無関係に当該データ書き込み要求で指定されたデータを前記キャッシュメモリに記憶すると共に、前記第１の変数の示す範囲に当該データ書き込み要求で指定されたアクセス範囲が含まれるように前記第１の変数を更新し、前記第２の状態における前記ホスト機器からの前記第１の記憶媒体に対するデータ書き込み要求に応じ、当該データ書き込み要求で指定されたデータを前記キャッシュメモリに記憶すると共に、前記第１の変数の示す範囲に当該データ書き込み要求で指定されたアクセス範囲が含まれるように前記第１の変数を更新することを特徴とする請求項４記載のデータ記憶装置。 In response to a data write request from the host device to the first storage medium in the third state, the write control means determines that the access range specified by the data write request is the range indicated by the second variable Determine if they overlap,
If there is an overlap, control is performed to write the overlapping range of data to the second storage medium, and the second variable is updated in accordance with the write control, regardless of whether there is overlap. The data specified by the data write request is stored in the cache memory, and the first variable is updated so that the range indicated by the first variable includes the access range specified by the data write request. In response to a data write request from the host device to the first storage medium in the second state, the data specified by the data write request is stored in the cache memory, and the first variable The first variable is updated so that the access range specified by the data write request is included in the indicated range. 4 The data storage device according.
前記ホスト機器からのスナップショット作成要求に応じて、前記レプリケーション管理上の状態を、前記第１の状態から、前記第１の記憶媒体と前記第２の記憶媒体とが論理的に分離された第２の状態に変更するに際し、前記スナップショット作成手段が、前記第１の変数を前記第２の変数にコピーするステップと、
前記コピーするステップの完了をもって、前記スナップショット作成手段が、前記レプリケーション管理上の状態を、前記第１の状態から前記第２の状態に移行する状態であり、スナップショットが前記第２の記憶媒体のデータとして確定していないことを示す第３の状態に遷移させると共に、前記スナップショット作成要求に対するスナップショット作成の完了を前記ホスト機器に通知するステップと、
前記第１の状態において、前記デステージング制御手段によって前記デステージングが指定された場合、前記書き込み制御手段が、前記第１の変数で指定される範囲のデータを前記第１及び第２の記憶媒体の双方に書き込むための制御を行い、当該書き込み制御に応じて前記第１の変数を更新するステップと、
前記第１の状態以外において、前記デステージング制御手段によって前記デステージングが指定された場合、前記書き込み制御手段が、前記第１の変数で指定される範囲のデータを前記第１の記憶媒体に、前記第２の変数で指定される範囲のデータを前記第２の記憶媒体に、それぞれ書き込むための制御を行い、当該書き込み制御に応じて前記第１及び第２の変数を更新するステップと
を具備することを特徴とする筐体内レプリケーション方法。 The first storage medium and the second storage medium are interposed between the host device and the first and second storage media, and the replication management state of the first and second storage media is the first. In this state, control for controlling the first and second storage media to operate as a mirror in which a copy of the data stored in the first storage medium is stored in the second storage medium An apparatus, a cache memory, a first variable indicating a range of dirty data that has not been written to the first storage medium among data stored in the cache memory, and the second variable A storage unit for storing cache management data for managing the data stored in the cache memory, including a second variable indicating a range of snap data that is data to be written to the storage medium And destaging control means for controlling destaging for the data in the cache memory that has not been written to the first storage medium, snapshot creation means, and write control means. In the in-casing replication method applied to a data storage device comprising a control device,
In response to a snapshot creation request from the host device, the replication management state is changed from the first state to the first storage medium and the second storage medium logically separated from each other. When changing to the state of 2, the snapshot creation means copies the first variable to the second variable;
Upon completion of the copying step, the snapshot creation means is in a state of shifting the replication management state from the first state to the second state, and the snapshot is in the second storage medium. Transitioning to a third state indicating that the data has not been confirmed, and notifying the host device of completion of snapshot creation in response to the snapshot creation request;
In the first state, when the destaging is designated by the destaging control means, the write control means sends the data in the range designated by the first variable to the first and second storage media. Performing a control for writing to both of them, and updating the first variable in accordance with the write control;
In a case other than the first state, when the destaging is specified by the destaging control unit, the write control unit stores data in a range specified by the first variable in the first storage medium. Performing control for writing data in a range specified by the second variable to the second storage medium, respectively, and updating the first and second variables according to the write control. A replication method within a cabinet, characterized by:
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2008293737A JP4908481B2 (en) | 2008-11-17 | 2008-11-17 | Data storage device and in-casing replication method |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2008293737A JP4908481B2 (en) | 2008-11-17 | 2008-11-17 | Data storage device and in-casing replication method |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2010122761A true JP2010122761A (en) | 2010-06-03 |
| JP4908481B2 JP4908481B2 (en) | 2012-04-04 |
Family
ID=42324073
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2008293737A Active JP4908481B2 (en) | 2008-11-17 | 2008-11-17 | Data storage device and in-casing replication method |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP4908481B2 (en) |
Cited By (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN103365742A (en) * | 2012-03-30 | 2013-10-23 | 伊姆西公司 | Method, equipment and computer program for increasing speed of allowing snap service to be on-line again |
| JP2014199583A (en) * | 2013-03-29 | 2014-10-23 | 富士通株式会社 | Storage control device, control program, and control method |
| JP2015046164A (en) * | 2013-08-28 | 2015-03-12 | バイオセンス・ウエブスター・（イスラエル）・リミテッドＢｉｏｓｅｎｓｅ Ｗｅｂｓｔｅｒ （Ｉｓｒａｅｌ）， Ｌｔｄ． | Double buffering with atomic transactions for persistent storage of real-time data flow |
| JP2015084234A (en) * | 2014-11-26 | 2015-04-30 | 株式会社日立製作所 | Storage system and storage control method |
| US9262091B2 (en) | 2012-09-28 | 2016-02-16 | Fujitsu Limited | Storage control apparatus for copying volume, and copying method |
| US9501231B2 (en) | 2011-05-31 | 2016-11-22 | Hitachi, Ltd. | Storage system and storage control method |
| US20220228948A1 (en) * | 2021-01-20 | 2022-07-21 | Nec Laboratories America, Inc | Dofs self-anomaly detection system for safer infrastructures |
Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2001166974A (en) * | 1999-09-30 | 2001-06-22 | Fujitsu Ltd | Copy processing method between data areas of storage device and storage system and storage medium |
| US20020112133A1 (en) * | 1999-04-30 | 2002-08-15 | Mathieu Gagne | Method and apparatus for independent and simultaneous access to a common data set |
| JP2004536360A (en) * | 2000-09-29 | 2004-12-02 | イーエムシー コーポレイション | Method and apparatus for reconfiguring a striping logical device in a disk array storage device |
-
2008
- 2008-11-17 JP JP2008293737A patent/JP4908481B2/en active Active
Patent Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US20020112133A1 (en) * | 1999-04-30 | 2002-08-15 | Mathieu Gagne | Method and apparatus for independent and simultaneous access to a common data set |
| JP2001166974A (en) * | 1999-09-30 | 2001-06-22 | Fujitsu Ltd | Copy processing method between data areas of storage device and storage system and storage medium |
| JP2004536360A (en) * | 2000-09-29 | 2004-12-02 | イーエムシー コーポレイション | Method and apparatus for reconfiguring a striping logical device in a disk array storage device |
Cited By (9)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US9501231B2 (en) | 2011-05-31 | 2016-11-22 | Hitachi, Ltd. | Storage system and storage control method |
| CN103365742A (en) * | 2012-03-30 | 2013-10-23 | 伊姆西公司 | Method, equipment and computer program for increasing speed of allowing snap service to be on-line again |
| CN103365742B (en) * | 2012-03-30 | 2017-06-23 | 伊姆西公司 | Accelerate method, equipment and computer program that snapshot service goes up linear velocity again |
| US9262091B2 (en) | 2012-09-28 | 2016-02-16 | Fujitsu Limited | Storage control apparatus for copying volume, and copying method |
| JP2014199583A (en) * | 2013-03-29 | 2014-10-23 | 富士通株式会社 | Storage control device, control program, and control method |
| JP2015046164A (en) * | 2013-08-28 | 2015-03-12 | バイオセンス・ウエブスター・（イスラエル）・リミテッドＢｉｏｓｅｎｓｅ Ｗｅｂｓｔｅｒ （Ｉｓｒａｅｌ）， Ｌｔｄ． | Double buffering with atomic transactions for persistent storage of real-time data flow |
| US10684986B2 (en) | 2013-08-28 | 2020-06-16 | Biosense Webster (Israel) Ltd. | Double buffering with atomic transactions for the persistent storage of real-time data flows |
| JP2015084234A (en) * | 2014-11-26 | 2015-04-30 | 株式会社日立製作所 | Storage system and storage control method |
| US20220228948A1 (en) * | 2021-01-20 | 2022-07-21 | Nec Laboratories America, Inc | Dofs self-anomaly detection system for safer infrastructures |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP4908481B2 (en) | 2012-04-04 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US11461202B2 (en) | Remote data replication method and system | |
| RU2596585C2 (en) | Method for sending data, data receiving method and data storage device | |
| US9344498B2 (en) | Policy-based management of storage functions in data replication environments | |
| US7860836B1 (en) | Method and apparatus to recover data in a continuous data protection environment using a journal | |
| US7783850B2 (en) | Method and apparatus for master volume access during volume copy | |
| US7516287B2 (en) | Methods and apparatus for optimal journaling for continuous data replication | |
| US7840536B1 (en) | Methods and apparatus for dynamic journal expansion | |
| US7089384B2 (en) | Appliance for asynchronous data storage mirroring | |
| CN102012852B (en) | Method for implementing incremental snapshots-on-write | |
| JP4908481B2 (en) | Data storage device and in-casing replication method | |
| US9933948B2 (en) | Tiered storage system, computer using tiered storage device, and method of correcting count of accesses to file | |
| US20050268054A1 (en) | Instant virtual copy to a primary mirroring portion of data | |
| JPH08305500A (en) | Storage controller,data storage system containing it and double-pair suppression method | |
| JP2007200114A (en) | Database recovery method and computer system | |
| JP3606797B2 (en) | Copy processing method between data areas of storage device, storage system, and storage medium thereof | |
| JP2005301590A (en) | Storage system and data copying method | |
| JP2009251725A (en) | Storage controller and duplicated data detection method using storage controller | |
| US7853769B2 (en) | Computer system for managing number of writes for storage medium and control method therefor | |
| JP7472341B2 (en) | STORAGE SYSTEM AND METHOD FOR CONTROLLING STORAGE SYSTEM - Patent application | |
| JP2010282324A (en) | Storage control apparatus, storage system, and storage control method | |
| US20120131287A1 (en) | Storage control apparatus and logical volume size setting method | |
| JP2010186285A (en) | Mirroring controller, storage device, and mirroring control method | |
| WO2015198449A1 (en) | Storage system | |
| US9003129B1 (en) | Techniques for inter-storage-processor cache communication using tokens | |
| JP4741976B2 (en) | Disk array device and data management method |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20110322 |
|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20110523 |
|
| TRDD | Decision of grant or rejection written | ||
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 Effective date: 20111213 |
|
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 |
|
| A61 | First payment of annual fees (during grant procedure) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A61 Effective date: 20120112 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20150120 Year of fee payment: 3 |
|
| R150 | Certificate of patent or registration of utility model |
Ref document number: 4908481 Country of ref document: JP Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R150 Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R150 |
|
| S531 | Written request for registration of change of domicile |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R313531 |
|
| R350 | Written notification of registration of transfer |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R350 |
|
| S533 | Written request for registration of change of name |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R313533 |
|
| R350 | Written notification of registration of transfer |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R350 |