JP2021009646A - Storage control apparatus, and storage control program - Google Patents
Storage control apparatus, and storage control program Download PDFInfo
- Publication number
- JP2021009646A JP2021009646A JP2019124305A JP2019124305A JP2021009646A JP 2021009646 A JP2021009646 A JP 2021009646A JP 2019124305 A JP2019124305 A JP 2019124305A JP 2019124305 A JP2019124305 A JP 2019124305A JP 2021009646 A JP2021009646 A JP 2021009646A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- cache
- stored
- storage
- storage device
- 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
- 238000012545 processing Methods 0.000 claims abstract description 112
- 230000004044 response Effects 0.000 claims abstract description 27
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 113
- 239000000872 buffer Substances 0.000 claims description 64
- 238000007726 management method Methods 0.000 description 45
- 238000012217 deletion Methods 0.000 description 14
- 230000037430 deletion Effects 0.000 description 14
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 11
- 238000013523 data management Methods 0.000 description 7
- 238000013500 data storage Methods 0.000 description 4
- 230000006870 function Effects 0.000 description 4
- 238000011084 recovery Methods 0.000 description 4
- 230000003287 optical effect Effects 0.000 description 3
- 230000006866 deterioration Effects 0.000 description 2
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 230000015654 memory Effects 0.000 description 2
- 238000007630 basic procedure Methods 0.000 description 1
- 238000001514 detection method Methods 0.000 description 1
- 239000000835 fiber Substances 0.000 description 1
- 230000010365 information processing Effects 0.000 description 1
- 239000004065 semiconductor Substances 0.000 description 1
- 238000004904 shortening Methods 0.000 description 1
- 239000007787 solid Substances 0.000 description 1
- 238000013403 standard screening design Methods 0.000 description 1
- 238000012546 transfer Methods 0.000 description 1
Images
Landscapes
- Detection And Correction Of Errors (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Abstract
Description
本発明は、ストレージ制御装置およびストレージ制御プログラムに関する。 The present invention relates to a storage control device and a storage control program.
ストレージシステムは、ＨＤＤ（Hard Disk Drive）やＳＳＤ（Solid State Drive）等の複数の記憶装置と、記憶装置の制御を行う制御モジュールとを有して、情報処理で扱う大量のデータを記録管理する。記憶装置は、例えば、ＲＡＩＤ（Redundant Array of Inexpensive Disks）によってアレイ化されて耐障害性および可用性の確保が図られる。 The storage system has a plurality of storage devices such as HDD (Hard Disk Drive) and SSD (Solid State Drive), and a control module that controls the storage devices, and records and manages a large amount of data handled by information processing. .. The storage device is arrayed by, for example, RAID (Redundant Array of Inexpensive Disks) to ensure fault tolerance and availability.
また、ストレージシステムでは、ＲＡＩＤグループ内の記憶装置が故障によって使用が中止されると、その記憶装置に記憶されていたデータがＲＡＩＤグループ内の他の記憶装置内のデータを基に取得されて代替用の記憶装置に格納されるリビルド（Rebuild）処理が行われる。データの冗長化のためにパリティが使用されていた場合、故障した記憶装置に記憶されていたデータは、ＲＡＩＤグループ内の他の記憶装置内のデータを基に再構築される。 Further, in the storage system, when the storage device in the RAID group is stopped due to a failure, the data stored in the storage device is acquired based on the data in the other storage devices in the RAID group and replaced. Rebuild processing is performed, which is stored in the storage device for. When parity is used for data redundancy, the data stored in the failed storage device is reconstructed based on the data in other storage devices in the RAID group.
リビルドの関連技術として、例えば、通常運用と障害復旧とでバッファを切替え、障害復旧時にバッファデータを活用して復旧処理を行う技術が提案されている。また、ディスク装置へのエラー検出時のデータをバッファに格納し、エラー復旧処理中のアクセスはバッファに格納されたデータを使用する技術が提案されている。さらに、リビルド中にホストからの書き込み要求のあった領域を補助ディスクに書き込んで同領域をリビルド済として管理する技術が提案されている。 As a technique related to rebuilding, for example, a technique has been proposed in which the buffer is switched between normal operation and failure recovery, and recovery processing is performed by utilizing the buffer data at the time of failure recovery. Further, a technique has been proposed in which data at the time of error detection in a disk device is stored in a buffer, and access during error recovery processing uses the data stored in the buffer. Further, a technique has been proposed in which an area requested to be written by the host during rebuilding is written to an auxiliary disk and the area is managed as rebuilt.
ホストからのＩ／Ｏ（Input/Output）要求に対する応答性能は、リビルド処理中のＲＡＩＤグループに対するＩ／Ｏ要求時の方が、正常なＲＡＩＤグループに対するＩ／Ｏ要求時より低下する。リビルド処理にかかる時間が長いほど、応答性能が低くなっている期間が長くなってしまう。 The response performance to the I / O (Input / Output) request from the host is lower when the I / O request is made to the RAID group during the rebuild process than when the I / O request is made to the normal RAID group. The longer the rebuild process takes, the longer the response performance will be low.
１つの側面では、本発明は、リビルド処理時間の短縮化を図ったストレージ制御装置およびストレージ制御プログラムを提供することを目的とする。 In one aspect, it is an object of the present invention to provide a storage control device and a storage control program in which the rebuild processing time is shortened.
１つの案では、記憶部と処理部とを有する次のようなストレージ制御装置が提供される。このストレージ制御装置において、記憶部は、キャッシュの領域を含む。処理部は、ホスト装置からのアクセス要求に応じて、複数の記憶装置によって実現される論理記憶領域に対するアクセス処理を、キャッシュを用いて制御する。また、処理部は、複数の記憶装置のうち第１の記憶装置が故障したとき、第１の記憶装置に記憶されていたデータの中からリビルド対象とする第１のデータを選択し、第１のデータがキャッシュに格納されている場合、キャッシュから第１のデータを読み出して、第１の記憶装置を代替する第２の記憶装置に格納する。 In one proposal, the following storage control device having a storage unit and a processing unit is provided. In this storage control device, the storage unit includes a cache area. The processing unit controls the access processing for the logical storage area realized by the plurality of storage devices by using the cache in response to the access request from the host device. Further, when the first storage device among the plurality of storage devices fails, the processing unit selects the first data to be rebuilt from the data stored in the first storage device, and first When the data of is stored in the cache, the first data is read from the cache and stored in the second storage device which substitutes for the first storage device.
また、１つの案では、コンピュータに上記ストレージ制御装置と同様の処理を実行させるストレージ制御プログラムが提供される。 Further, in one proposal, a storage control program for causing a computer to execute the same processing as the storage control device is provided.
１側面によれば、リビルド処理時間を短縮できる。 According to one aspect, the rebuild processing time can be shortened.
以下、本実施の形態について図面を参照して説明する。
［第１の実施の形態］
図１は、第１の実施の形態に係るストレージ制御装置の一例を説明するための図である。図１に示すストレージ制御装置１は、記憶部１ａおよび処理部１ｂを備える。記憶部１ａは、例えば、ＲＡＭ（Random Access Memory）などのストレージ制御装置１が備える記憶装置として実現される。処理部１ｂは、例えば、ストレージ制御装置１が備えるプロセッサとして実現される。
Hereinafter, the present embodiment will be described with reference to the drawings.
[First Embodiment]
FIG. 1 is a diagram for explaining an example of a storage control device according to the first embodiment. The
また、ストレージ制御装置１には、記憶装置２ａ〜２ｄが接続されている。記憶装置２ａ〜２ｄは、少なくとも記憶部１ａを実現する記憶装置よりアクセス性能の低い記憶装置である。例えば、記憶部１ａがＲＡＭである場合、記憶装置２ａ〜２ｄは、ＳＳＤやＨＤＤである。さらに、ストレージ制御装置１には、ホスト装置３が接続されている。
Further,
記憶部１ａは、キャッシュ１ｃの領域を含んでいる。処理部１ｂは、ホスト装置３からのアクセス要求に応じて、複数の記憶装置によって実現される論理記憶領域２ｅに対するアクセス処理を、キャッシュ１ｃを用いて制御する。例えば、処理部１ｂは、１度読み出しが要求されたデータを所定の条件の下でキャッシュ１ｃに保持しておく。処理部１ｂは、ホスト装置３からデータの読み出し要求を受けたとき、そのデータがキャッシュ１ｃに保持されていれば、そのデータをストレージ部２から読み出すことなく、キャッシュ１ｃから読み出してホスト装置３に送信する。
The storage unit 1a includes an area of the
また、図１の例では、論理記憶領域２ｅは記憶装置２ａ〜２ｃによって実現される。論理記憶領域２ｅでは、データが冗長化されるように制御される。すなわち、１つの記憶装置が故障した場合、故障した記憶装置のデータを、他の記憶装置から取得すること、あるいは他の記憶装置のデータを基に再構築することが可能になっている。
Further, in the example of FIG. 1, the
図１では例として、論理記憶領域２ｅはＲＡＩＤ５によって制御される。記憶装置２ａにはデータＤＴ１、ＤＴ３が記憶され、記憶装置２ｂにはパリティＰＲ１とデータＤＴ４が記憶され、記憶装置２ｃにはデータＤＴ２とパリティＰＲ２が記憶されている。そして、パリティＰＲ１はデータＤＴ１、ＤＴ２を冗長化するための冗長データであり、パリティＰＲ２はデータＤＴ３、ＤＴ４を冗長化するための冗長データである。
In FIG. 1, as an example, the
処理部１ｂは、論理記憶領域２ｅに含まれる記憶装置が故障すると、故障した記憶装置に記憶されていたデータを、その記憶装置を代替する他の記憶装置（図１の例では記憶装置２ｄ）に格納するリビルド処理を実行する。リビルド処理は、次のように実行される。なお、ここでは例として記憶装置２ｃが故障したとする。
When the storage device included in the
処理部１ｂは、故障した記憶装置２ｃに記憶されていたデータの中からリビルド対象とするデータを選択し、まず、故障したデータがキャッシュ１ｃに格納されているかを判定する。図１の例では、リビルド対象としてデータＤＴ２が選択されたとき、データＤＴ２がキャッシュ１ｃに格納されていたとする。この場合、処理部１ｂは、キャッシュ１ｃからデータＤＴ２を読み出して、代替用の記憶装置２ｄに格納する（ステップＳ１）。
The processing unit 1b selects the data to be rebuilt from the data stored in the failed
これにより、処理部１ｂは、データＤＴ１とパリティＰＲ１をそれぞれ記憶装置２ａ、２ｂから読み出し、データＤＴ１とパリティＰＲ１を基にデータＤＴ２を再構築する必要がなくなる。このように、処理部１ｂは、ストレージ部２の記憶装置にアクセスしなくてよくなるので、リビルド対象のデータＤＴ２を記憶装置２ｄに格納するのにかかる時間を短縮できる。
As a result, the processing unit 1b does not need to read the data DT1 and the parity PR1 from the
また、処理部１ｂは、リビルド対象として選択したデータがキャッシュ１ｃに格納されていなかった場合、そのデータを再構築するためのデータがキャッシュ１ｃに格納されているかを判定してもよい。図１の例では、リビルド対象としてパリティＰＲ２が選択されたとき、パリティＰＲ２はキャッシュ１ｃに格納されていないが、パリティＰＲ２を再構築するためのデータＤＴ３、ＤＴ４がキャッシュ１ｃに格納されていたとする。この場合、処理部１ｂは、データＤＴ３、ＤＴ４をキャッシュ１ｃから読み出し、読み出したデータＤＴ３、ＤＴ４を基にパリティＰＲ２を再構築して、代替用の記憶装置２ｄに格納する（ステップＳ２）。
Further, when the data selected as the rebuild target is not stored in the
これにより、処理部１ｂは、リビルド対象のパリティＰＲ２を再構築するために必要なデータＤＴ３、ＤＴ４をそれぞれ記憶装置２ａ、２ｂから読み出す必要がなくなる。このように、処理部１ｂは、ストレージ部２の記憶装置にアクセスしなくてよくなるので、リビルド対象データであるパリティＰＲ２を記憶装置２ｄに格納するのにかかる時間を短縮できる。
As a result, the processing unit 1b does not need to read the data DT3 and DT4 required for reconstructing the parity PR2 to be rebuilt from the
以上のように、処理部１ｂは、リビルド対象のデータ、またはそのデータを再構築するためのデータがキャッシュ１ｃに存在している場合には、キャッシュ１ｃからデータを読み出して利用する。このようなケースでは、ストレージ部２の記憶装置にアクセスしなくてよくなる分だけ、リビルド対象のデータを代替用の記憶装置２ｄに格納するのにかかる時間を短縮できる。その結果、リビルド処理時間を短縮できる。
As described above, when the data to be rebuilt or the data for reconstructing the data exists in the
［第２の実施の形態］
図２は、第２の実施の形態に係るストレージシステムの構成例を示す図である。図２に示すストレージシステムは、ストレージ装置５０を含む。ストレージ装置５０は、ＣＭ（Controller Module）１００とドライブ部２００を有する。また、ＣＭ１００には、ホスト装置３００が接続されている。ＣＭ１００とホスト装置３００とは、例えば、ファイバチャネル（ＦＣ：Fibre Channel）やｉＳＣＳＩ（Internet Small Computer System Interface）などを用いたＳＡＮ（Storage Area Network）を介して接続される。
[Second Embodiment]
FIG. 2 is a diagram showing a configuration example of the storage system according to the second embodiment. The storage system shown in FIG. 2 includes a
ＣＭ１００は、ホスト装置３００からの要求に応じて、ドライブ部２００に搭載された記憶装置へのアクセスを制御するストレージ制御装置である。ドライブ部２００には、ホスト装置３００からのアクセス対象となる記憶装置が複数台搭載されている。本実施の形態では例として、ドライブ部２００は、記憶装置として複数台のＨＤＤが搭載されたディスクアレイ装置である。
The
ＣＭ１００は、ホスト装置３００からの要求に応じたドライブ部２００に対する読み書きを、ＲＡＩＤによって制御する。ＣＭ１００は、ドライブ部２００内の複数台のＨＤＤを含むＲＡＩＤグループを作成する。ＲＡＩＤグループは、所定のＲＡＩＤレベルによって複数台のＨＤＤによる物理記憶領域の読み書きが制御される論理記憶領域である。図３の例では、ドライブ部２００内のＨＤＤ２０１、２０２、２０３、・・・を含むＲＡＩＤグループＲＧ１と、ドライブ部２００内のＨＤＤ２１１、２１２、２１３、・・・を含むＲＡＩＤグループＲＧ２とが設定されている。
The
ＣＭ１００はさらに、１つのＲＡＩＤグループに対して１つ以上の論理ボリュームを割り当てる。論理ボリュームは、ホスト装置３００からのアクセス対象となる論理記憶領域である。論理ボリュームの実体的な記憶領域は、対応するＲＡＩＤグループに含まれるＨＤＤによって実現される。ＣＭ１００は、ホスト装置３００から論理ボリュームに対するアクセス要求を受けることによって、対応するＲＡＩＤグループに含まれるＨＤＤにアクセスする。
The CM100 further allocates one or more logical volumes for one RAID group. The logical volume is a logical storage area to be accessed from the
また、ドライブ部２００は、ホットスペア（Hot Spare）２２１、２２２を備えている。ホットスペア２２１、２２２は、予備用のＨＤＤであり、ＲＡＩＤグループＲＧ１、ＲＧ２に含まれるいずれかのＨＤＤが故障したとき、そのＨＤＤの代わりに使用される。
Further, the
次に、図２を用いてＣＭ１００のハードウェア構成例について説明する。図２に示すように、ＣＭ１００は、プロセッサ１０１、ＲＡＭ１０２、ＳＳＤ１０３、ＣＡ（Channel Adapter）１０４およびＤＩ（Drive Interface）１０５を有する。これらの構成要素は、バス１０６を介して接続されている。
Next, a hardware configuration example of the CM100 will be described with reference to FIG. As shown in FIG. 2, the
プロセッサ１０１は、ＣＭ１００全体を統括的に制御する。プロセッサ１０１は、マルチプロセッサであってもよい。プロセッサ１０１は、例えば、ＣＰＵ（Central Processing Unit）、ＭＰＵ（Micro Processing Unit）、ＤＳＰ（Digital Signal Processor）、ＡＳＩＣ（Application Specific Integrated Circuit）、またはＰＬＤ（Programmable Logic Device）である。また、プロセッサ１０１は、ＣＰＵ、ＭＰＵ、ＤＳＰ、ＡＳＩＣ、ＰＬＤのうちの２以上の要素の組み合わせであってもよい。
The
ＲＡＭ１０２は、ＣＭ１００の主記憶装置として使用される。ＲＡＭ１０２には、プロセッサ１０１に実行させるＯＳ（Operating System）プログラムやアプリケーションプログラムの少なくとも一部が一時的に格納される。また、ＲＡＭ１０２には、プロセッサ１０１による処理に必要な各種データが格納される。例えば、ＲＡＭ１０２には、ホスト装置３００からの要求に応じたドライブ部２００へのアクセス制御の際に用いられる１次キャッシュの領域が確保される。また、ＲＡＭ１０２には、バッファの領域が確保され、さらに各種の管理テーブルが格納される。
The
ＳＳＤ１０３は、ＣＭ１００の補助記憶装置として使用される。ＳＳＤ１０３には、ＯＳプログラム、アプリケーションプログラム、および各種データが格納される。また、ＳＳＤ１０３には、ホスト装置３００からの要求に応じてドライブ部２００へのアクセス制御の際に用いられる２次キャッシュの領域が確保される。
ＣＡ１０４は、ホスト装置３００と通信するためのインタフェースである。ＤＩ１０５は、ドライブ部２００と通信するためのインタフェースである。ＤＩ１０５は、例えば、ＳＡＳ（Serial Attached SCSI）インタフェースである。
The
以上のハードウェア構成によってＣＭ１００の処理機能が実現される。
図３は、ＣＭの機能ブロックの一例を示す図である。ＣＭ１００は、制御部１０、１次キャッシュ２１、２次キャッシュ２２、バッファ２３および管理情報記憶部３０を備える。
The processing function of CM100 is realized by the above hardware configuration.
FIG. 3 is a diagram showing an example of a CM functional block. The
制御部１０の処理は、例えば、プロセッサが所定のプログラムを実行することで実現される。１次キャッシュ２１およびバッファ２３は、ＲＡＭ１０２に確保される記憶領域である。２次キャッシュ２２は、ＳＳＤ１０３に確保される記憶領域である。管理情報記憶部３０は、例えば、ＲＡＭ１０２の記憶領域によって実現される。
The processing of the control unit 10 is realized, for example, by the processor executing a predetermined program. The
制御部１０は、Ｉ／Ｏ制御部１１、リビルド制御部１２および２次キャッシュデータ管理部１３を含む。
Ｉ／Ｏ制御部１１は、ホスト装置３００からのデータ読み出し（Read I/O）およびデータ書き込み（Write I/O）の要求に応じて、ドライブ部２００内のＨＤＤに対するＩ／Ｏ制御を行う。Ｉ／Ｏ制御部１１は、このようなＩ／Ｏ制御を１次キャッシュ２１と２次キャッシュ２２を用いて行う。
The control unit 10 includes an I /
The I /
リビルド制御部１２は、ドライブ部２００においてＨＤＤの故障が発生した場合、故障したＨＤＤ（以下、「故障ＨＤＤ」と記載する場合がある）に記憶されていたデータをホットスペアに格納するリビルド処理を行う。このリビルド処理において、リビルド制御部１２は、リビルド処理の対象データが２次キャッシュ２２に格納されている場合、そのデータを２次キャッシュ２２からバッファ２３に読み出して、バッファ２３からホットスペアにデータを格納する。
When an HDD failure occurs in the
また、リビルド制御部１２は、対象データが２次キャッシュ２２に格納されていないが、対象データに対応する冗長データが２次キャッシュ２２に格納されている場合、冗長データを２次キャッシュ２２からバッファ２３へ読み出す。そして、リビルド制御部１２は、冗長データを基にバッファ２３上でデータの再構築を行い、再構築したデータをバッファ２３からホットスペアに格納する。
Further, when the target data is not stored in the
このように、リビルド制御部１２は、２次キャッシュ２２上のデータを活用することで、リビルド処理中におけるドライブ部２００内のＨＤＤからの読み出し回数を抑制し、リビルド処理にかかる時間を短縮する。
In this way, the
また、リビルド制御部１２は、対象データおよび冗長データが２次キャッシュ２２に格納されていない場合、対象データが属するＲＡＩＤグループ内の正常なＨＤＤからバッファ２３へ冗長データを読み出す。そして、リビルド制御部１２は、冗長データを基にバッファ２３上でデータの再構築を行い、再構築したデータをホットスペアに格納する。
Further, when the target data and the redundant data are not stored in the
２次キャッシュデータ管理部１３は、２次キャッシュ２２上のデータのうち、リビルド処理に伴って書き込まれたデータを管理するための処理を行う。２次キャッシュデータ管理部１３は、書き込み処理部１３ａと削除処理部１３ｂを含む。
The secondary cache data management unit 13 performs a process for managing the data written in the rebuild process among the data on the
書き込み処理部１３ａは、リビルド処理によってドライブ部２００内のＨＤＤから読み出されたデータや、読み出されたデータを基に再構築されたデータを、２次キャッシュ２２に格納する。書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ２２の使用率や２次キャッシュ２２上のデータのアクセス頻度を用いた所定の条件が満たされる場合に、これらのデータを２次キャッシュ２２に格納する。
The
削除処理部１３ｂは、次のような条件にしたがって、書き込み処理部１３ａによって２次キャッシュ２２に格納されたデータを削除して、２次キャッシュ２２の領域を解放する。削除処理部１３ｂは、書き込み処理部１３ａによって２次キャッシュ２２に格納されたデータのうち、対応するＲＡＩＤグループのリビルド処理の完了から一定時間が経過したデータについて、アクセス頻度が規定値を下回るか否かを判定する。そして、削除処理部１３ｂは、アクセス頻度が規定値を下回る場合には当該データを２次キャッシュ２２から削除する。
The
管理情報記憶部３０には、２次キャッシュ管理テーブル３１とボリューム管理テーブル３２が記憶される。
２次キャッシュ管理テーブル３１は、２次キャッシュ２２に格納されているデータを管理するための管理情報を保持する。２次キャッシュ管理テーブル３１には、各データについて、２次キャッシュ２２における格納位置情報、論理ボリュームにおける論理位置情報、アクセス頻度情報、リビルド処理に伴って格納されたデータか否かを識別する情報が登録される。
The secondary cache management table 31 and the volume management table 32 are stored in the management information storage unit 30.
The secondary cache management table 31 holds management information for managing the data stored in the
ボリューム管理テーブル３２は、論理ボリュームおよびＲＡＩＤグループを管理するための管理情報を保持する。ボリューム管理テーブル３２には、ＲＡＩＤグループごとに、ＲＡＩＤグループに含まれるＨＤＤの識別情報、ＲＡＩＤレベル、ストリップの設定情報などのＲＡＩＤグループの構成情報や、リビルド処理が実行された実行時刻情報が登録される。また、ボリューム管理テーブル３２には、論理ボリュームごとに、容量、ＲＡＩＤグループの割り当て先、論理ボリューム上の論理アドレスとＲＡＩＤグループ上の論理アドレスとの対応関係などの、論理ボリュームの構成情報が登録される。 The volume management table 32 holds management information for managing logical volumes and RAID groups. In the volume management table 32, the configuration information of the RAID group such as the identification information of the HDD included in the RAID group, the RAID level, and the setting information of the strip, and the execution time information in which the rebuild process is executed are registered for each RAID group. To. Further, in the volume management table 32, the configuration information of the logical volume such as the capacity, the allocation destination of the RAID group, the correspondence between the logical address on the logical volume and the logical address on the RAID group is registered for each logical volume. Or.
次に、２次キャッシュ管理テーブル３１について説明する。
図４は、２次キャッシュ管理テーブルの構成の一例を示す図である。２次キャッシュ２２の領域は、所定サイズ（例えば１ＭＢ）を有するページごとに管理される。２次キャッシュ管理テーブル３１は、２次キャッシュ２２の全ページにそれぞれ対応するレコードを有する。各レコードには、「物理位置」、「論理位置」、「アクセス頻度」および「格納契機フラグ」の各情報が含まれる。
Next, the secondary cache management table 31 will be described.
FIG. 4 is a diagram showing an example of the configuration of the secondary cache management table. The area of the
「物理位置」は、２次キャッシュ２２におけるページのアドレス情報である。各レコードの「物理位置」の項目には、あらかじめ対応するページのアドレス情報が登録されている。一方、「論理位置」、「アクセス頻度」および「格納契機フラグ」には、ページにデータが格納されていない場合、無効値（ＮＵＬＬ）が登録される。
The "physical position" is the address information of the page in the
「論理位置」は、ページに格納されたデータの論理アドレス情報である。この論理アドレス情報とは、論理ボリュームの識別情報と、論理ボリュームにおけるアドレス情報を含む。「論理位置」には、ページにデータが格納されると論理アドレス情報が登録される。 The "logical position" is the logical address information of the data stored in the page. The logical address information includes the identification information of the logical volume and the address information in the logical volume. Logical address information is registered in the "logical position" when data is stored on the page.
「アクセス頻度」は、ページに格納されたデータのアクセス頻度情報である。「アクセス頻度」には、ページにデータが格納されている場合にのみ情報が登録される。そして、「アクセス頻度」には、ページにデータが格納されたときに初期値「０」が登録され、ホスト装置３００からのアクセスがあった場合にその値がインクリメントされて更新される。
The "access frequency" is the access frequency information of the data stored in the page. Information is registered in "access frequency" only when data is stored on the page. Then, an initial value "0" is registered in the "access frequency" when the data is stored on the page, and the value is incremented and updated when there is an access from the
「格納契機フラグ」は、ページに格納されたデータがリビルド処理に伴って格納されたデータか否かを示すフラグ情報である。ここでは例として、「１」のときリビルド処理に伴って格納されたデータを示し、「０」のときそれ以外のデータ（Ｉ／Ｏ制御に伴って格納されたデータ）を示す。「格納契機フラグ」には、ページにデータが格納されたときに「０」または「１」が登録される。 The "storage trigger flag" is flag information indicating whether or not the data stored in the page is the data stored in the rebuild process. Here, as an example, when it is "1", the data stored in the rebuild process is shown, and when it is "0", the other data (data stored in the I / O control) is shown. In the "storage opportunity flag", "0" or "1" is registered when the data is stored on the page.
なお、図示しないが、２次キャッシュ管理テーブル３１の各レコードには、上記情報の他、例えば、最終アクセス時刻やダーティフラグが登録されていてもよい。最終アクセス時刻は、ページに格納されたデータに対してホスト装置３００からの要求に応じてアクセスされた最終時刻である。ダーティフラグは、ページに格納されたデータがライトバック済みでないダーティデータであるか否かを示すフラグ情報である。
Although not shown, in addition to the above information, for example, the last access time and the dirty flag may be registered in each record of the secondary cache management table 31. The last access time is the last time when the data stored in the page is accessed in response to a request from the
次に、図５、図６を用いて、１次キャッシュ２１と２次キャッシュ２２を用いた論理ボリュームに対するアクセス制御処理の基本的な手順について説明する。図５、図６では例として、ＲＡＩＤグループＲＧ１に割り当てられた論理ボリュームに対して読み出しが要求された場合について説明する。
Next, the basic procedure of the access control process for the logical volume using the
図５は、論理ボリュームに対して読み出しが要求された場合の制御手順の例を示す第１の図である。図５において、ホスト装置３００は、論理ボリューム上のデータＤ１の読み出しをＣＭ１００に要求する（ステップＳ１１）。ＣＭ１００のＩ／Ｏ制御部１１は、まず、データＤ１が１次キャッシュ２１に存在するかを判定する。
FIG. 5 is a first diagram showing an example of a control procedure when a read is requested for a logical volume. In FIG. 5, the
ここで、図示しないが、データＤ１が１次キャッシュ２１に存在する、すなわち、１次キャッシュヒットの場合、Ｉ／Ｏ制御部１１は、データＤ１を１次キャッシュ２１から読み出して、ホスト装置３００に送信する。これにより、読み出し要求に対する応答時間が短縮される。
Here, although not shown, when the data D1 exists in the
一方、図５では、データＤ１が１次キャッシュ２１に存在していなかった、すなわち、１次キャッシュミスであったとする（ステップＳ１２）。すると、Ｉ／Ｏ制御部１１は次に、データＤ１が２次キャッシュ２２に存在するかを判定する。この判定は、２次キャッシュ管理テーブル３１に、「論理位置」に読み出し対象の論理アドレスが含まれるレコードが存在するか否かによって行われる。
On the other hand, in FIG. 5, it is assumed that the data D1 does not exist in the
図５では、データＤ１が２次キャッシュ２２に存在していた、すなわち、２次キャッシュヒットであったとする（ステップＳ１３）。この場合、Ｉ／Ｏ制御部１１は、２次キャッシュ２２からデータＤ１を読み出して１次キャッシュ２１にコピー（ステージング）し（ステップＳ１４）、さらに１次キャッシュ２１からデータＤ１を読み出してホスト装置３００に送信する（ステップＳ１５）。
In FIG. 5, it is assumed that the data D1 exists in the
２次キャッシュ２２が実装されるＳＳＤは、論理ボリュームが割り当てられたＲＡＩＤグループＲＧ１に含まれるＨＤＤよりアクセス性能が高い。そのため、図５のように、１次キャッシュミスの場合でも２次キャッシュヒットとなれば２次キャッシュ２２からデータＤ１を読み出すことで、データＤ１をＲＡＩＤグループＲＧ１内のＨＤＤから読み出す場合よりもホスト装置３００に対する読み出し応答時間を短縮できる。
The SSD on which the
なお、ステップＳ１４の実行直前において１次キャッシュ２１の空き領域がない場合、Ｉ／Ｏ制御部１１は、例えば、１次キャッシュ２１のデータのうち最終アクセス時刻が最も早いデータを１次キャッシュ２１から削除する。そして、Ｉ／Ｏ制御部１１は、１次キャッシュ２１に生じた空き領域にデータＤ１をコピーする。
If there is no free area in the
図６は、論理ボリュームに対して読み出しが要求された場合の制御手順の例を示す第２の図である。図６において、ホスト装置３００は、論理ボリューム上のデータＤ２の読み出しをＣＭ１００に要求する（ステップＳ２１）。ＣＭ１００のＩ／Ｏ制御部１１は、図５の場合と同様に、データＤ２が１次キャッシュ２１および２次キャッシュ２２に存在するかを判定する。
FIG. 6 is a second diagram showing an example of a control procedure when a read is requested for the logical volume. In FIG. 6, the
図６では、１次キャッシュミス（ステップＳ２２）、かつ２次キャッシュミス（ステップＳ２３）であったとする。この場合、Ｉ／Ｏ制御部１１は、ＲＡＩＤグループＲＧ１に含まれるＨＤＤからデータＤ２を読み出し、１次キャッシュ２１にコピー（ステージング）する（ステップＳ２４）。そして、Ｉ／Ｏ制御部１１は、１次キャッシュ２１からデータＤ２を読み出してホスト装置３００に送信する（ステップＳ２５）。
In FIG. 6, it is assumed that there is a primary cache miss (step S22) and a secondary cache miss (step S23). In this case, the I /
このとき、Ｉ／Ｏ制御部１１は、データＤ２のブロックが２次キャッシュミスしたことを所定の管理テーブル（図示せず）に記録しておく。そして、Ｉ／Ｏ制御部１１は、例えば、その後の非同期のタイミングで、管理テーブルに基づいてデータＤ２をＲＡＩＤグループＲＧ１に含まれるＨＤＤから読み出し、２次キャッシュ２２にコピー（ステージング）する（ステップＳ２６）。これにより、ＨＤＤから２次キャッシュ２２へのデータＤ２のコピー（ステージング）は、ホスト装置３００からのＩ／Ｏ要求の受信処理およびその応答処理の実行中に、バックグラウンドで実行されることになる。
At this time, the I /
以上のように、１次キャッシュミスかつ２次キャッシュミスの場合には、読み出しが要求されたデータＤ２は１次キャッシュ２１に配置される。これにより、その後に同じデータＤ２の読み出しが要求された場合にも、Ｉ／Ｏ制御部１１は、データＤ２を１次キャッシュ２１から短時間に読み出し、ホスト装置３００に送信できる。
As described above, in the case of the primary cache miss and the secondary cache miss, the data D2 requested to be read is arranged in the
なお、ステップＳ２６での２次キャッシュ２２へのステージングは、次のように行われる。Ｉ／Ｏ制御部１１は、２次キャッシュ管理テーブル３１を参照して空きページを探索する。空きページが存在する場合、Ｉ／Ｏ制御部１１は、２次キャッシュ２２上の空きページにデータＤ２を格納するとともに、２次キャッシュ管理テーブル３１における当該空きページに対応するレコードの「論理位置」の項目に、データＤ２に関する論理アドレス情報を登録する。また、Ｉ／Ｏ制御部１１は、当該レコードの「アクセス頻度」の項目に「０」を登録し、「格納契機フラグ」の項目に「０」を登録する。
The staging to the
一方、空きページが存在しない場合、Ｉ／Ｏ制御部１１は、２次キャッシュ管理テーブル３１から「最終アクセス時刻」の時刻が最も早いレコードを特定する。Ｉ／Ｏ制御部１１は、特定したレコードに対応するページからデータを削除し、そのページに対して上記の手順でデータＤ２を格納するとともに当該レコードの内容を更新する。
On the other hand, when there is no empty page, the I /
ところで、ＨＤＤの故障に伴うリビルド処理中においては、ホスト装置３００からのＩ／Ｏ要求に対する応答性能が低下する。これは、リビルド処理と、ホスト装置３００からの要求に応じたＩ／Ｏ制御とが並列に実行されるからである。特に、リビルド処理ではドライブ部２００内のＨＤＤからのデータ読み出しが発生する。そのため、リビルド処理によるドライブ部２００からのデータ読み出しと、Ｉ／Ｏ制御でのキャッシュミス発生に伴うドライブ部２００からのデータ読み出しとが並列に実行されることで、Ｉ／Ｏ要求に対する応答時間が長くなってしまう。また、リビルド処理中のＲＡＩＤグループに含まれる論理ボリュームからの読み出し要求が発生した場合には、要求されたデータの再構築が必要になる場合があり、その場合にはさらに応答時間が長くなる。
By the way, during the rebuilding process due to the failure of the HDD, the response performance to the I / O request from the
このように、リビルド処理中においてはＩ／Ｏ要求に対する応答性能が低下する。リビルド処理にかかる時間が長いほど、応答性能が低くなっている期間が長くなる。このため、リビルド処理にかかる時間が長いほど、ホスト装置３００からはＣＭ１００全体のＩ／Ｏ処理性能が低いように見えてしまう。
As described above, the response performance to the I / O request deteriorates during the rebuild process. The longer the rebuild process takes, the longer the response performance will be low. Therefore, the longer it takes for the rebuild process, the lower the I / O processing performance of the
そこで、本実施の形態のＣＭ１００は、リビルド処理時に２次キャッシュ２２に格納されているデータを利用することで、ドライブ部２００内のＨＤＤへのアクセス回数を減少させる。これにより、リビルド処理にかかる時間を短縮する。さらに、ＣＭ１００は、リビルド処理に伴ってドライブ部２００内のＨＤＤから読み出されたデータや、そのデータを基に再構築されたデータを、可能な限りバッファ２３から２次キャッシュ２２に格納する。これにより、これらのデータに対してその後にホスト装置３００からアクセスが要求された際に、アクセスにかかる時間を短縮する。その結果として、ホスト装置３００からの要求に応じたアクセス性能を向上させる。
Therefore, the
以下、図７〜図９を用いてリビルド処理について説明する。なお、図７〜図９では例として、ＲＡＩＤグループＲＧ１にＨＤＤ２０１〜２０４が含まれ、これらのうちＨＤＤ２０４が故障したものとする。また、ＲＡＩＤグループＲＧ１のＲＡＩＤレベルはＲＡＩＤ５であるものとする。
Hereinafter, the rebuild process will be described with reference to FIGS. 7 to 9. In addition, in FIGS. 7 to 9, as an example, it is assumed that the RAID group RG1 includes
図７は、リビルド処理の例を示す第１の図である。図７では、ＨＤＤ２０４に格納されたデータＤ３をホットスペア２２１にリビルドする場合を示している。ＣＭ１００のリビルド制御部１２は、２次キャッシュ管理テーブル３１を参照して、リビルド対象のデータＤ３が２次キャッシュ２２に存在するかを判定する。図７では、データＤ３が２次キャッシュ２２に存在したとする。この場合、リビルド制御部１２は、データＤ３を２次キャッシュ２２から読み出してバッファ２３に格納し（ステップＳ３１）、データＤ３をバッファ２３から読み出してホットスペア２２１に格納する（ステップＳ３２）。
FIG. 7 is a first diagram showing an example of the rebuild process. FIG. 7 shows a case where the data D3 stored in the
図８は、リビルド処理の例を示す第２の図である。図８では、ＨＤＤ２０４に格納されたパリティＰ１をホットスペア２２１にリビルドする場合を示している。ＣＭ１００のリビルド制御部１２は、リビルド対象のパリティＰ１が２次キャッシュ２２に存在するかを判定するが、２次キャッシュ２２にはパリティは格納されない。そのため、リビルド制御部１２は次に、２次キャッシュ管理テーブル３１とボリューム管理テーブル３２を参照して、パリティＰ１を再構築するのに必要なデータ（再構築用データ）が２次キャッシュ２２に存在するかを判定する。
FIG. 8 is a second diagram showing an example of the rebuild process. FIG. 8 shows a case where the parity P1 stored in the
図８では、パリティＰ１に対応する再構築用データであるデータＤ４、Ｄ５、Ｄ６が２次キャッシュ２２に存在したとする。この場合、リビルド制御部１２は、データＤ４、Ｄ５、Ｄ６を２次キャッシュ２２から読み出してバッファ２３に格納する（ステップＳ４１）。リビルド制御部１２は、バッファ２３内のデータＤ４、Ｄ５、Ｄ６を用いてパリティＰ１を再構築し、バッファ２３に格納する（ステップＳ４２）。そして、リビルド制御部１２は、再構築したパリティＰ１をバッファ２３から読み出してホットスペア２２１に格納する（ステップＳ４３）。
In FIG. 8, it is assumed that the data D4, D5, and D6, which are the reconstruction data corresponding to the parity P1, exist in the
以上の図７、図８のいずれの場合も、リビルド制御部１２は、リビルド対象データを再構築するためのデータをドライブ部２００のＨＤＤ２０１〜２０３から読み出すことなく、リビルド対象データをホットスペア２２１に格納することができる。このため、リビルド対象データのリビルド処理にかかる時間を短縮できる。
In both cases of FIGS. 7 and 8 above, the
なお、図８では故障ＨＤＤ内のパリティがリビルド対象となった場合を示したが、故障ＨＤＤ内の実データがリビルド対象となった場合には、再構築用データには２つの実データと１つのパリティとが含まれる。リビルド制御部１２は、これらのうち実データが２次キャッシュ２２に存在した場合には、実データを２次キャッシュ２２からバッファ２３に読み出すことができる。ただし、パリティは２次キャッシュ２２に格納されていないので、リビルド制御部１２は、パリティをＨＤＤ２０１〜２０３のいずれかからバッファ２３に読み出す。リビルド制御部１２は、バッファ２３に読み出した実データとパリティを用いてリビルド対象データを再構築し、図８と同様に再構築したデータをバッファ２３に書き込んだ後、ホットスペア２２１に格納することができる。
Note that FIG. 8 shows the case where the parity in the failed HDD is the target of rebuilding, but when the actual data in the failed HDD is the target of rebuilding, the reconstruction data includes two actual data and one. Includes one parity. When the actual data exists in the
このようなケースでは、パリティのみドライブ部２００から読み出されるが、再構築用データのすべてをドライブ部２００から読み出す場合と比較して、ドライブ部２００からの読み出し回数が抑制される。このため、リビルド処理に伴うドライブ部２００からの読み出しが、ホスト装置３００からのＩ／Ｏ要求に伴うドライブ部２００からの読み出し性能に与える影響を低減できる。その結果として、ホスト装置３００からのＩ／Ｏ要求に対する応答性能を向上させることができる。
In such a case, only the parity is read from the
図９は、リビルド処理の例を示す第３の図である。図９では、リビルド対象データであるデータＤ９も、これに対応する再構築用データであるデータＤ７、Ｄ８およびパリティＰ２も、２次キャッシュ２２に存在しなかったとする。この場合、リビルド制御部１２は、データＤ７、Ｄ８およびパリティＰ２をそれぞれＨＤＤ２０１、２０２、２０３から読み出してバッファ２３に格納する（ステップＳ５１）。リビルド制御部１２は、バッファ２３内のデータＤ７、Ｄ８およびパリティＰ２を用いてデータＤ９を再構築し、バッファ２３に格納する（ステップＳ５２）。そして、リビルド制御部１２は、再構築したデータＤ９をバッファ２３から読み出してホットスペア２２１に格納する（ステップＳ５３）。
FIG. 9 is a third diagram showing an example of the rebuild process. In FIG. 9, it is assumed that neither the data D9, which is the data to be rebuilt, nor the data D7, D8, and the parity P2, which are the corresponding reconstruction data, exist in the
ここで、２次キャッシュデータ管理部１３の書き込み処理部１３ａは、バッファ２３内のデータＤ７〜Ｄ９を２次キャッシュ２２に格納することができるかを判定する。書き込み処理部１３ａは少なくとも、２次キャッシュ２２の使用率に基づいてこの判定を行う。使用率とは、直近の単位時間において２次キャッシュ２２がアクセスを受け付けている時間の割合を示す。これは、２次キャッシュ２２全体に対するアクセス負荷を示す指標であり、「ビジー率」とも呼ばれる。使用率が高い場合、ホスト装置３００からの要求に応じたＩ／Ｏ制御において２次キャッシュ２２が頻繁に使用されていることを示し、Ｉ／Ｏ制御での２次キャッシュ２２へのアクセスを優先すべき状況と考えられる。このため、書き込み処理部１３ａは、使用率が所定の規定値（第１の規定値とする）以上の場合には、Ｉ／Ｏ制御の性能低下を防止するために、２次キャッシュ２２への格納を行わず、データＤ７〜Ｄ９をバッファ２３から削除する。このとき、パリティＰ２もバッファ２３から削除される。
Here, the
一方、書き込み処理部１３ａは、使用率が第１の規定値未満の場合には、データＤ７〜Ｄ９をバッファ２３から読み出して２次キャッシュ２２に格納する（ステップＳ５４）。ただし、２次キャッシュ２２に空き領域がない場合には、書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ２２からアクセス頻度が低いデータを追い出して空き領域を確保し、その空き領域にバッファ２３から読み出したデータＤ７〜Ｄ９を格納する。本実施の形態では例として、書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ２２にアクセス頻度が所定の規定値（第２の規定値とする）以下のデータがある場合、それらのデータを２次キャッシュ２２から追い出して空き領域を確保する。
On the other hand, when the usage rate is less than the first specified value, the
このように、書き込み処理部１３ａは、リビルド処理に伴ってバッファ２３に格納されたデータを、可能な限り２次キャッシュ２２に格納しておく。これにより、その後にホスト装置３００からこれらのデータに対するアクセスが要求されたとき、データを２次キャッシュ２２から１次キャッシュ２１にステージングしてホスト装置３００に送信できる。このため、ホスト装置３００からの要求に応じたＩ／Ｏ処理性能を向上させることができる。
In this way, the
次に、ＣＭ１００の処理について、図１０〜図１３のフローチャートを用いて説明する。
図１０、図１１は、リビルド処理の一例を示すフローチャートである。なお、ここでは例として、ＲＡＩＤ３〜６など、パリティが用いられるＲＡＩＤレベルが設定されたＲＡＩＤグループについてのリビルド処理を示す。
Next, the processing of CM100 will be described with reference to the flowcharts of FIGS. 10 to 13.
10 and 11 are flowcharts showing an example of the rebuild process. Here, as an example, a rebuild process is shown for a RAID group in which a RAID level in which parity is used, such as
〔ステップＳ６１〕リビルド制御部１２は、ドライブ部２００内のＨＤＤの故障が発生すると、故障ＨＤＤを特定する。
〔ステップＳ６２〕リビルド制御部１２は、ボリューム管理テーブル３２に基づいて、故障ＨＤＤを含むＲＡＩＤグループを特定する。
[Step S61] When the HDD in the
[Step S62] The
〔ステップＳ６３〕リビルド制御部１２は、ボリューム管理テーブル３２に基づいて、故障ＨＤＤに格納されていた、リビルド処理の対象データを選択する。リビルド制御部１２は、例えば、ボリューム管理テーブル３２から、ステップＳ６２で特定されたＲＡＩＤグループに割り当てられた論理ボリュームにおける対象データの論理アドレス、ＲＡＩＤグループに含まれるＨＤＤの構成、ＲＡＩＤレベル、ストリップサイズなどを読み出す。リビルド制御部１２は、読み出したこれらの情報から対象データを選択できる。
[Step S63] The
〔ステップＳ６４〕リビルド制御部１２は、２次キャッシュ管理テーブル３１に基づいて、対象データが２次キャッシュ２２に存在するか否かを判定する。この判定は、２次キャッシュ管理テーブル３１に、「論理位置」に対象データの論理アドレスが含まれるレコードが存在するか否かによって行われる。２次キャッシュ２２に対象データが存在する場合（キャッシュヒットの場合）はステップＳ６５へ処理が進み、存在しない場合（キャッシュミスの場合）は図１１のステップＳ７１へ処理が進む。
[Step S64] The
〔ステップＳ６５〕リビルド制御部１２は、対象データのデータ容量分の領域をバッファ２３上に確保する。
〔ステップＳ６６〕リビルド制御部１２は、対象データを２次キャッシュ２２から読み出してバッファ２３に格納する。
[Step S65] The
[Step S66] The
〔ステップＳ６７〕リビルド制御部１２は、バッファ２３から対象データを読み出してホットスペアに格納する。リビルド制御部１２は、格納が完了すると、バッファ２３における対象データの記憶領域を解放する。
[Step S67] The
〔ステップＳ６８〕リビルド制御部１２は、リビルド処理が完了か否か、すなわち故障ＨＤＤ内の対象データすべてについてホットスペアへの格納処理が完了か否かを判定する。リビルド処理が未完了の場合はステップＳ６３へ処理が戻り、リビルド処理が完了の場合はステップＳ６９へ処理が進む。
[Step S68] The
〔ステップＳ６９〕リビルド制御部１２は、現時刻をリビルド完了時刻として、ステップＳ６２で特定したＲＡＩＤグループに対応付けてボリューム管理テーブル３２に記録する。
[Step S69] The
以下、図１１を用いて説明を続ける。
〔ステップＳ７１〕リビルド制御部１２は、対象データに対応する再構築用データを１つ特定して選択する。リビルド制御部１２は、例えば、ボリューム管理テーブル３２から、ステップＳ６２で特定されたＲＡＩＤグループに割り当てられた論理ボリュームにおける対象データの論理アドレス、ＲＡＩＤグループに含まれるＨＤＤの構成、ＲＡＩＤレベル、ストリップサイズなどを読み出す。リビルド制御部１２は、読み出したこれらの情報から再構築用データを特定できる。
Hereinafter, the description will be continued with reference to FIG.
[Step S71] The
〔ステップＳ７２〕リビルド制御部１２は、２次キャッシュ管理テーブル３１に基づいて、選択した再構築用データが２次キャッシュ２２に存在するか否かを判定する。この判定は、２次キャッシュ管理テーブル３１に、「論理位置」に再構築用データの論理アドレスが含まれるレコードが存在するか否かによって行われる。２次キャッシュ２２に再構築用データが存在する場合（キャッシュヒットの場合）はステップＳ７３へ処理が進み、存在しない場合（キャッシュミスの場合）はステップＳ７４へ処理が進む。なお、再構築用データがパリティの場合、無条件でステップＳ７４へ処理が進められる。
[Step S72] The
〔ステップＳ７３〕リビルド制御部１２は、再構築用データを２次キャッシュ２２から読み出すことを決定する。
〔ステップＳ７４〕リビルド制御部１２は、再構築用データを、ステップＳ６２で特定されたＲＡＩＤグループに含まれるいずれかの正常ＨＤＤから読み出すことを決定する。このとき、リビルド制御部１２は、例えば、ボリューム管理テーブル３２から、ステップＳ６２で特定されたＲＡＩＤグループに割り当てられた論理ボリュームにおける対象データの論理アドレス、ＲＡＩＤグループに含まれるＨＤＤの構成、ＲＡＩＤレベル、ストリップサイズなどを読み出す。リビルド制御部１２は、読み出したこれらの情報から、再構築用データが格納されているＨＤＤや、そのＨＤＤにおける再構築用データの物理位置を特定する。
[Step S73] The
[Step S74] The
〔ステップＳ７５〕リビルド制御部１２は、対象データに対応する再構築用データをすべて選択したか否かを判定する。すべて選択済みの場合はステップＳ７６へ処理が進み、未選択の再構築データがある場合はステップＳ７１へ処理が戻る。
[Step S75] The
〔ステップＳ７６〕リビルド制御部１２は、ステップＳ７１〜Ｓ７５のループ処理において読み出し元が決定されたすべての再構築用データと、再構築されるすべての対象データとを含む容量分の領域をバッファ２３上に確保する。
[Step S76] The
〔ステップＳ７７〕リビルド制御部１２は、すべての再構築データを、ステップＳ７１〜Ｓ７５のループ処理において決定された読み出し元から読み出し、ステップＳ７６で確保されたバッファ２３上の領域に格納する。ステップＳ７３で決定された再構築用データは２次キャッシュ２２から読み出され、ステップＳ７４で決定された再構築用データは正常ＨＤＤから読み出される。このとき、２次キャッシュ２２からの読み出しや１以上のＨＤＤのそれぞれからの読み出しは並列に実行される。
[Step S77] The
〔ステップＳ７８〕リビルド制御部１２は、バッファ２３に格納された再構築用データを用いて排他的論理和の計算を行うことで、対象データを再構築し、バッファ２３に格納する。
[Step S78] The
〔ステップＳ７９〕リビルド制御部１２は、再構築したデータをバッファ２３から読み出してホットスペアに格納する。
〔ステップＳ８０〕リビルド制御部１２は、２次キャッシュへのデータ格納処理を２次キャッシュデータ管理部１３の書き込み処理部１３ａに実行させる（２次キャッシュへのデータ格納処理については図１２で後述）。
[Step S79] The
[Step S80] The
なお、例えば、ＲＡＩＤレベルがＲＡＩＤ１であるＲＡＩＤグループについてのリビルド処理では、ステップＳ６４で「ＮＯ」と判定された場合、次のような処理が実行される。リビルド制御部１２は、ステップＳ７６のようにバッファ２３の領域を確保し、ＲＡＩＤグループ内の正常ＨＤＤから対象データのミラーデータを読み出してバッファ２３に格納する。そして、リビルド制御部１２は、ミラーデータをバッファ２３からホットスペアに格納し、処理をステップＳ８０に進める。
For example, in the rebuild process for the RAID group whose RAID level is
以上の図１０、図１１の処理によれば、リビルド処理の対象データ、または対象データを再構築するためのデータが２次キャッシュ２２に格納されている場合には、そのデータが２次キャッシュ２２から読み出されたリビルド処理に利用される。リビルド処理の１つの対象データに対応するすべての再構築用データを２次キャッシュ２２から読み出すことができた場合、リビルド処理におけるドライブ部２００内のＨＤＤからの読み出し回数を抑制でき、その結果、リビルド処理にかかる時間を短縮できる。
According to the processes of FIGS. 10 and 11 above, when the target data of the rebuild process or the data for reconstructing the target data is stored in the
図１２は、２次キャッシュへのデータ格納処理の一例を示すフローチャートである。以下の図１２の説明において、バッファ２３から読み出して２次キャッシュ２２に格納する対象のデータを「格納対象データ」と記載する。図１１の処理ですべての再構築用データがステップＳ７４で２次キャッシュ２２から読み出された場合、格納対象データには、ステップＳ７８で再構築された対象データのみが含まれる。また、図１１でステップＳ７６の処理が実行された場合、格納対象データには、ステップＳ７６でＨＤＤから読み出されたデータ（ただし、パリティを除く）と、ステップＳ７８で再構築された対象データとが含まれる。
FIG. 12 is a flowchart showing an example of data storage processing in the secondary cache. In the following description of FIG. 12, the target data read from the
〔ステップＳ８１〕２次キャッシュデータ管理部１３の書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ２２の使用率と第１規定値とを比較する。使用率が第１規定値以上の場合はステップＳ８８へ処理が進み、使用率が第１規定値未満の場合はステップＳ８２へ処理が進む。なお、前述のように、使用率とは単位時間内で２次キャッシュ２２がアクセスを受け付けている時間の割合を示す。また、このステップＳ８１では、２次キャッシュ２２のアクセス負荷を示す他の指標と、第１の規定値とが比較されてもよい。
[Step S81] The
ここで、使用率が第１規定値以上の場合とは、ホスト装置３００のＩ／Ｏ要求時に２次キャッシュ２２に頻繁にアクセスが生じて使用率が高い状態を意味する。また、使用率が第１規定値未満の場合とは、２次キャッシュ２２へのアクセス頻度が少なく使用率が低い状態を意味する。前者の場合、２次キャッシュ２２の負荷を抑えてＩ／Ｏ処理性能の低下を防止するため、リビルド処理の対象データを２次キャッシュ２２に格納しないように制御される。
Here, the case where the usage rate is equal to or higher than the first specified value means a state in which the
〔ステップＳ８２〕書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ２２に格納対象データの容量分の空き領域があるか否かを判定する。空き領域がない場合はステップＳ８３へ処理が進み、空き領域がある場合はステップＳ８５へ処理が進む。
[Step S82] The
〔ステップＳ８３〕書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ管理テーブル３１に基づき、２次キャッシュ２２に格納されているデータの中にアクセス頻度が第２規定値以下のデータがあるか否かを判定する。アクセス頻度が第２規定値以下のデータがある場合はステップＳ８４へ処理が進み、アクセス頻度が第２規定値以下のデータがない場合はステップＳ８８へ処理が進む。
[Step S83] Based on the secondary cache management table 31, the
なお、この第２規定値は、ホスト装置３００からの読み出しアクセス頻度が少ないデータを２次キャッシュ２２から優先的に追い出すために使用される値である。例えば、第２規定値を「０」とした場合、一定時間においてホスト装置３００からまったくアクセスの無かったデータを追い出すことになる。
The second specified value is a value used to preferentially expel data from the
〔ステップＳ８４〕書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ２２のデータの中からアクセス頻度が第２規定値以下のデータを１つ選択し、選択したデータを２次キャッシュ２２から追い出して該データが格納されていた領域を解放する。なお、２次キャッシュ２２から追い出されるデータがダーティデータの場合、そのデータはドライブ部２００内の対応するＲＡＩＤグループ内のＨＤＤにライトバックされる。また、リビルド処理にかかる時間を短縮するために、ステップＳ８４ではダーティデータを選択しないようにしてもよい。
[Step S84] The
ステップＳ８４の実行後、ステップＳ８２が再度実行される。
〔ステップＳ８５〕書き込み処理部１３ａは、格納対象データの容量分の領域を２次キャッシュ２２上に確保する。なお、ステップＳ８３、Ｓ８４の実行によりアクセス頻度が第２規定値以下であるすべてのデータが２次キャッシュ２２から削除されても、２次キャッシュ２２上に格納対象データの容量分の空き領域を確保できない場合がある。この場合、書き込み処理部１３ａは、ステップＳ８５での領域確保をスキップしてステップＳ８８へ処理を進める。
After the execution of step S84, step S82 is executed again.
[Step S85] The
〔ステップＳ８６〕書き込み処理部１３ａは、バッファ２３から格納対象データを読み出して２次キャッシュ２２に格納する。
〔ステップＳ８７〕書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ管理テーブル２４のレコードのうち、ステップＳ８６でデータを書き込んだページに対応するレコードを更新する。この更新処理では、「論理位置」にデータの論理アドレス情報が登録され、「アクセス頻度」に初期値「０」が登録され、「格納契機フラグ」にリビルド処理に伴う格納であることを示す「１」が登録される。
[Step S86] The
[Step S87] The
〔ステップＳ８８〕書き込み処理部１３ａは、バッファ２３における格納対象データの記憶領域を解放する。また、図１１のステップＳ７６でＨＤＤから読み出されたパリティがバッファ２３に格納されていた場合、書き込み処理部１３ａはこのパリティの領域も解放する。
[Step S88] The
以上の図１２の処理により、Ｉ／Ｏ制御における２次キャッシュ２２へのアクセス負荷が大きくないと推定される状況では、リビルド処理に伴ってバッファ２３に格納されたデータが２次キャッシュ２２に格納される。これにより、その後にホスト装置３００からこれらのデータに対するアクセスが要求されたとき、データを２次キャッシュ２２から１次キャッシュ２１にステージングしてホスト装置３００に送信できる。このため、ホスト装置３００からの要求に応じたＩ／Ｏ処理性能を向上させることができる。
In the situation where it is estimated that the access load to the
図１３は、２次キャッシュデータの削除処理の一例を示すフローチャートである。
〔ステップＳ９１〕２次キャッシュデータ管理部１３の削除処理部１３ｂは、ボリューム管理テーブル３２に基づいて、リビルド完了時刻から一定時間経過したＲＡＩＤグループがあるかを判定する。この判定は、図１０のステップＳ６９でボリューム管理テーブル３２に記録したリビルド完了時刻に基づいて行われる。該当するＲＡＩＤグループが存在する場合、このＲＡＩＤグループが処理対象として選択されてステップＳ９２に処理が進む。また、該当するＲＡＩＤグループが存在しない場合、ステップＳ９１の処理は一定時間間隔で繰り返し実行される。
FIG. 13 is a flowchart showing an example of the process of deleting the secondary cache data.
[Step S91] The
〔ステップＳ９２〕削除処理部１３ｂは、ボリューム管理テーブル３２に基づいて、処理対象のＲＡＩＤグループに割り当てられた論理ボリュームを１つ選択する。
〔ステップＳ９３〕削除処理部１３ｂは、ステップＳ９２で選択した論理ボリューム上のデータのうち、２次キャッシュ２２に記憶されており、なおかつリビルド処理に伴って２次キャッシュ２２に格納されたデータを選択する。この処理では、２次キャッシュ管理テーブル３１に基づき、「論理位置」に選択した論理ボリュームの識別情報が登録され、なおかつ「格納契機フラグ」が「１」であるレコードに対応するデータが１つ選択される。なお、図示しないが、ステップＳ９３で該当するデータが存在しないと判定された場合、処理はステップＳ９７に進められる。
[Step S92] The
[Step S93] Of the data on the logical volume selected in step S92, the
〔ステップＳ９４〕削除処理部１３ｂは、２次キャッシュ管理テーブル３１のレコードのうちステップＳ９３で選択したデータに対応するレコードから、当該データのアクセス頻度を取得する。削除処理部１３ｂは、取得したアクセス頻度が第２規定値以下かを判定する。アクセス頻度が第２規定値以下の場合はステップＳ９５へ処理が進み、アクセス頻度が第２規定値より大きい場合はステップＳ９６へ処理が進む。
[Step S94] The
〔ステップＳ９５〕削除処理部１３ｂは、ステップＳ９３で選択したデータを２次キャッシュ２２から削除して、当該データが格納されていた領域を解放する。このとき、削除処理部１３ｂは、２次キャッシュ管理テーブル３１における当該データに対応するレコードにおいて、「物理位置」以外の登録値を無効値に更新する。
[Step S95] The
〔ステップＳ９６〕削除処理部１３ｂは、ステップＳ９２で選択した論理ボリューム上のデータのうち、２次キャッシュ２２に記憶されており、なおかつリビルド処理に伴って２次キャッシュ２２に格納されたすべてのデータを選択済みかを判定する。未選択のデータがある場合はステップＳ９３に処理が戻り、次の該当データが選択される。すべてのデータを選択済みの場合はステップＳ９７へ処理が進む。
[Step S96] Of the data on the logical volume selected in step S92, the
〔ステップＳ９７〕削除処理部１３ｂは、ステップＳ９１で選択したＲＡＩＤグループに含まれるすべての論理ボリュームを選択済みかを判定する。未選択の論理ボリュームがある場合はステップＳ９２に処理が戻り、次の論理ボリュームが選択される。すべての論理ボリュームを選択済みの場合、処理が終了する。
[Step S97] The
以上の図１３の処理によれば、リビルド処理が完了してから一定時間後に、そのリビルド処理に伴って２次キャッシュ２２に格納されたデータのうち、アクセス頻度が低いと判断されるデータが２次キャッシュ２２から削除される。リビルド処理に伴って２次キャッシュ２２に格納されたデータは、Ｉ／Ｏ要求の状況に伴って２次キャッシュ２２に格納された訳ではない。このため、アクセス頻度が第２規定値以下であれば、たとえ同じアクセス頻度であったとしても、Ｉ／Ｏ要求に伴って２次キャッシュ２２に格納されたデータよりも、リビルド処理に伴って２次キャッシュ２２に格納されたデータの方が必要性が低いと推定される。図１３の処理では、このような判断に基づいて、リビルド処理に伴って２次キャッシュ２２に格納されたもののアクセス頻度が第２規定値以下であるデータを、２次キャッシュ２２から削除する。これにより、２次キャッシュ２２の領域を有効活用できるようになり、ホスト装置３００からの要求に応じたＩ／Ｏ処理性能を向上させることができる。
According to the process of FIG. 13 above, after a certain period of time after the rebuild process is completed, of the data stored in the
なお、以上の第２の実施の形態では、リビルド処理の際に２次キャッシュ２２を利用することを示したが、例えば２次キャッシュ２２だけでなく１次キャッシュ２１を利用することも可能である。ただし、１次キャッシュ２１は２次キャッシュ２２より容量が小さいので、リビルド処理の対象データや再構築用データが１次キャッシュ２１に格納されている確率は、２次キャッシュ２２より低い。また、１次キャッシュ２１にはアクセス頻度の高いデータが格納されるので、Ｉ／Ｏ処理における１次キャッシュ２１に対するアクセス負荷は２次キャッシュ２２に対するアクセス負荷より高い。このため、リビルド処理の際に１次キャッシュ２１にアクセスした場合には、２次キャッシュ２２にアクセスした場合よりもＩ／Ｏ処理性能に与える影響が大きい。このような理由から、リビルド処理では１次キャッシュ２１ではなく２次キャッシュ２２が利用されることが適していると考えられる。換言すると、本実施の形態の処理手順によって得られる、リビルド処理時間の短縮によるＩ／Ｏ処理性能の向上効果は、２次キャッシュ２２を備えるストレージ制御装置においてより大きくなる。
In the second embodiment described above, it is shown that the
なお、上記の各実施の形態に示した装置（ストレージ制御装置１およびＣＭ１００）の処理機能は、コンピュータによって実現することができる。その場合、各装置が有すべき機能の処理内容を記述したプログラムが提供され、そのプログラムをコンピュータで実行することにより、上記処理機能がコンピュータ上で実現される。処理内容を記述したプログラムは、コンピュータで読み取り可能な記録媒体に記録しておくことができる。コンピュータで読み取り可能な記録媒体としては、磁気記憶装置、光ディスク、光磁気記録媒体、半導体メモリなどがある。磁気記憶装置には、ハードディスク装置（ＨＤＤ）、フレキシブルディスク（ＦＤ）、磁気テープなどがある。光ディスクには、ＤＶＤ（Digital Versatile Disc）、ＤＶＤ−ＲＡＭ、ＣＤ−ＲＯＭ（Compact Disc-Read Only Memory）、ＣＤ−Ｒ（Recordable）／ＲＷ（ReWritable）などがある。光磁気記録媒体には、ＭＯ（Magneto-Optical disk）などがある。
The processing functions of the devices (
プログラムを流通させる場合には、例えば、そのプログラムが記録されたＤＶＤ、ＣＤ−ＲＯＭなどの可搬型記録媒体が販売される。また、プログラムをサーバコンピュータの記憶装置に格納しておき、ネットワークを介して、サーバコンピュータから他のコンピュータにそのプログラムを転送することもできる。 When a program is distributed, for example, a portable recording medium such as a DVD or a CD-ROM on which the program is recorded is sold. It is also possible to store the program in the storage device of the server computer and transfer the program from the server computer to another computer via the network.
プログラムを実行するコンピュータは、例えば、可搬型記録媒体に記録されたプログラムまたはサーバコンピュータから転送されたプログラムを、自己の記憶装置に格納する。そして、コンピュータは、自己の記憶装置からプログラムを読み取り、プログラムに従った処理を実行する。なお、コンピュータは、可搬型記録媒体から直接プログラムを読み取り、そのプログラムに従った処理を実行することもできる。また、コンピュータは、ネットワークを介して接続されたサーバコンピュータからプログラムが転送されるごとに、逐次、受け取ったプログラムに従った処理を実行することもできる。 The computer that executes the program stores, for example, the program recorded on the portable recording medium or the program transferred from the server computer in its own storage device. Then, the computer reads the program from its own storage device and executes the processing according to the program. The computer can also read the program directly from the portable recording medium and execute the processing according to the program. In addition, the computer can sequentially execute processing according to the received program each time the program is transferred from the server computer connected via the network.
１ ストレージ制御装置
１ａ 記憶部
１ｂ 処理部
１ｃ キャッシュ
２ ストレージ部
２ａ〜２ｄ 記憶装置
２ｅ 論理記憶領域
３ ホスト装置
ＤＴ１〜ＤＴ４ データ
ＰＲ１、ＰＲ２ パリティ
1 Storage control device 1a Storage unit
Claims (7)
ホスト装置からのアクセス要求に応じて、複数の記憶装置によって実現される論理記憶領域に対するアクセス処理を、前記キャッシュを用いて制御し、
前記複数の記憶装置のうち第１の記憶装置が故障したとき、前記第１の記憶装置に記憶されていたデータの中からリビルド対象とする第１のデータを選択し、前記第１のデータが前記キャッシュに格納されている場合、前記キャッシュから前記第１のデータを読み出して、前記第１の記憶装置を代替する第２の記憶装置に格納する、処理部と、
を有するストレージ制御装置。 A storage unit that includes a cache area and
In response to an access request from the host device, access processing to the logical storage area realized by a plurality of storage devices is controlled by using the cache.
When the first storage device among the plurality of storage devices fails, the first data to be rebuilt is selected from the data stored in the first storage device, and the first data is stored. When stored in the cache, a processing unit that reads the first data from the cache and stores the first data in a second storage device that substitutes for the first storage device.
Storage control device with.
前記第１のデータが前記キャッシュに格納されていない場合、前記複数の記憶装置のうち前記第１の記憶装置以外の記憶装置に記憶されている、前記第１のデータを再構築するための第２のデータが、前記キャッシュに格納されているかを判定し、
前記第２のデータが前記キャッシュに格納されている場合、前記キャッシュから前記第２のデータを読み出し、読み出した前記第２のデータを基に前記第１のデータを再構築し、再構築された前記第１のデータを前記第２の記憶装置に格納する、
請求項１記載のストレージ制御装置。 The processing unit further
When the first data is not stored in the cache, a first for reconstructing the first data stored in a storage device other than the first storage device among the plurality of storage devices. It is determined whether the data of 2 is stored in the cache, and
When the second data is stored in the cache, the second data is read from the cache, and the first data is reconstructed and reconstructed based on the read second data. The first data is stored in the second storage device.
The storage control device according to claim 1.
再構築された前記第１のデータの前記第２の記憶装置に対する格納では、前記第１のデータを前記バッファに格納した後、前記バッファから読み出して前記第２の記憶装置に格納し、
前記処理部はさらに、再構築された前記第１のデータが前記第２の記憶装置に格納された後、前記キャッシュのアクセス負荷を示す指標が所定の閾値未満の場合には、再構築された前記第１のデータを前記バッファから読み出して前記キャッシュに格納する、
請求項２記載のストレージ制御装置。 The storage unit includes a buffer area.
In the storage of the reconstructed first data in the second storage device, the first data is stored in the buffer, then read from the buffer and stored in the second storage device.
The processing unit is further reconstructed when the index indicating the access load of the cache is less than a predetermined threshold value after the reconstructed first data is stored in the second storage device. The first data is read from the buffer and stored in the cache.
The storage control device according to claim 2.
前記第１の記憶装置に記憶されていたすべてのデータを前記第２の記憶装置に格納する処理が完了してから一定時間以上経過した後、前記バッファから前記キャッシュに格納した前記第１のデータのアクセス頻度が所定の判定閾値以下である場合には、前記第１のデータを前記キャッシュから削除する、
請求項３記載のストレージ制御装置。 The processing unit further
The first data stored in the cache from the buffer after a certain period of time or more has elapsed since the process of storing all the data stored in the first storage device in the second storage device is completed. When the access frequency of is equal to or less than a predetermined determination threshold value, the first data is deleted from the cache.
The storage control device according to claim 3.
前記処理部はさらに、
前記第２のデータが前記キャッシュに格納されていない場合、前記複数の記憶装置のうち前記第１の記憶装置以外の記憶装置から前記第２のデータを読み出して前記バッファに格納し、
前記バッファから読み出した前記第２のデータを基に前記第１のデータを再構築して前記バッファに格納し、
前記第１のデータを前記バッファから読み出して前記第２の記憶装置に格納し、
前記キャッシュのアクセス負荷を示す指標が所定の閾値未満の場合には、前記第１のデータと前記第２のデータとを前記バッファから読み出して前記キャッシュに格納する、
請求項２記載のストレージ制御装置。 The storage unit includes a buffer area.
The processing unit further
When the second data is not stored in the cache, the second data is read from a storage device other than the first storage device among the plurality of storage devices and stored in the buffer.
The first data is reconstructed based on the second data read from the buffer and stored in the buffer.
The first data is read from the buffer and stored in the second storage device.
When the index indicating the access load of the cache is less than a predetermined threshold value, the first data and the second data are read from the buffer and stored in the cache.
The storage control device according to claim 2.
前記第１の記憶装置に記憶されていたすべてのデータを前記第２の記憶装置に格納する処理が完了してから一定時間以上経過した後、前記バッファから前記キャッシュに格納した前記第１のデータおよび前記第２のデータのうち、アクセス頻度が所定の判定閾値以下であるデータを前記キャッシュから削除する、
請求項５記載のストレージ制御装置。 The processing unit further
The first data stored in the cache from the buffer after a certain period of time or more has passed since the process of storing all the data stored in the first storage device in the second storage device is completed. And, among the second data, the data whose access frequency is equal to or less than a predetermined determination threshold is deleted from the cache.
The storage control device according to claim 5.
ホスト装置からのアクセス要求に応じて、複数の記憶装置によって実現される論理記憶領域に対するアクセス処理を、前記コンピュータ上のキャッシュを用いて制御し、
前記複数の記憶装置のうち第１の記憶装置が故障したとき、前記第１の記憶装置に記憶されていたデータの中からリビルド対象とする第１のデータを選択し、前記第１のデータが前記キャッシュに格納されている場合、前記キャッシュから前記第１のデータを読み出して、前記第１の記憶装置を代替する第２の記憶装置に格納する、
処理を実行させるストレージ制御プログラム。 On the computer
In response to an access request from a host device, access processing to a logical storage area realized by a plurality of storage devices is controlled by using a cache on the computer.
When the first storage device among the plurality of storage devices fails, the first data to be rebuilt is selected from the data stored in the first storage device, and the first data is stored. When stored in the cache, the first data is read from the cache and stored in a second storage device that replaces the first storage device.
A storage control program that executes processing.
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2019124305A JP7288191B2 (en) | 2019-07-03 | 2019-07-03 | Storage controller and storage control program |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2019124305A JP7288191B2 (en) | 2019-07-03 | 2019-07-03 | Storage controller and storage control program |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2021009646A true JP2021009646A (en) | 2021-01-28 |
| JP7288191B2 JP7288191B2 (en) | 2023-06-07 |
Family
ID=74199312
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2019124305A Active JP7288191B2 (en) | 2019-07-03 | 2019-07-03 | Storage controller and storage control program |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP7288191B2 (en) |
Citations (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH07234763A (en) * | 1994-02-25 | 1995-09-05 | Fujitsu Ltd | Processing method for disk array device |
| JPH08137629A (en) * | 1994-11-11 | 1996-05-31 | Hitachi Ltd | Array disk system and control method for array disk system |
| JP2001022534A (en) * | 1999-07-08 | 2001-01-26 | Nec Corp | Operating method when disk array device fails and computer readable recording medium |
| JP2009238094A (en) * | 2008-03-28 | 2009-10-15 | Hitachi Ltd | Storage system and data storage method |
| JP2010026812A (en) * | 2008-07-18 | 2010-02-04 | Hitachi Computer Peripherals Co Ltd | Magnetic disk device |
| JP2016530637A (en) * | 2013-08-27 | 2016-09-29 | エージェンシー フォー サイエンス，テクノロジー アンド リサーチ | RAID parity stripe reconstruction |
-
2019
- 2019-07-03 JP JP2019124305A patent/JP7288191B2/en active Active
Patent Citations (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH07234763A (en) * | 1994-02-25 | 1995-09-05 | Fujitsu Ltd | Processing method for disk array device |
| JPH08137629A (en) * | 1994-11-11 | 1996-05-31 | Hitachi Ltd | Array disk system and control method for array disk system |
| JP2001022534A (en) * | 1999-07-08 | 2001-01-26 | Nec Corp | Operating method when disk array device fails and computer readable recording medium |
| JP2009238094A (en) * | 2008-03-28 | 2009-10-15 | Hitachi Ltd | Storage system and data storage method |
| JP2010026812A (en) * | 2008-07-18 | 2010-02-04 | Hitachi Computer Peripherals Co Ltd | Magnetic disk device |
| JP2016530637A (en) * | 2013-08-27 | 2016-09-29 | エージェンシー フォー サイエンス，テクノロジー アンド リサーチ | RAID parity stripe reconstruction |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP7288191B2 (en) | 2023-06-07 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US9304901B2 (en) | System and method for handling I/O write requests | |
| US7975168B2 (en) | Storage system executing parallel correction write | |
| US9015434B2 (en) | Storage system, and apparatus and method for controlling storage | |
| CN106445405B (en) | Data access method and device for flash memory storage | |
| US8019937B2 (en) | Applying storage device commit-cached-data-to-media functionality to improve data security in systems that allow storage devices to cache writes | |
| KR20120115012A (en) | Data storage device and operating method thereof | |
| JP2013156977A (en) | Elastic cache of redundant cache data | |
| US9319067B2 (en) | Storage control apparatus, storage system, and storage control method | |
| US9703695B2 (en) | Control device, storage device, and computer-readable recording medium having stored therein control program | |
| US9158478B2 (en) | Storage system and storage control method | |
| US20190042134A1 (en) | Storage control apparatus and deduplication method | |
| US9514052B2 (en) | Write-through-and-back-cache | |
| JP6652647B2 (en) | Storage system | |
| US8605560B2 (en) | Storage system and storage control method | |
| US11474750B2 (en) | Storage control apparatus and storage medium | |
| US20180307427A1 (en) | Storage control apparatus and storage control method | |
| US20230244385A1 (en) | Storage apparatus and control method | |
| JP7288191B2 (en) | Storage controller and storage control program | |
| JP4430092B2 (en) | RAID device, RAID device controller, and RAID device write-back control method | |
| CN115087962A (en) | Preemptive upgrade for full-span demotion | |
| JP5924117B2 (en) | Computer, data storage method, data storage program, and information processing system | |
| JP2018190192A (en) | Storage device and storage control program | |
| US9639417B2 (en) | Storage control apparatus and control method | |
| US20220222015A1 (en) | Storage system, storage control device, and storage control method | |
| US20230418798A1 (en) | Information processing apparatus and information processing method |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A621 | Written request for application examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A621 Effective date: 20220407 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20230207 |
|
| A977 | Report on retrieval |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A971007 Effective date: 20230207 |
|
| A521 | Request for written amendment filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20230315 |
|
| 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: 20230425 |
|
| A61 | First payment of annual fees (during grant procedure) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A61 Effective date: 20230508 |
|
| R150 | Certificate of patent or registration of utility model |
Ref document number: 7288191 Country of ref document: JP Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R150 |