JP2021114264A - ストレージ制御装置およびストレージ制御プログラム - Google Patents

Abstract

【課題】解放された物理記憶領域に対する０の書き込み処理の影響による、書き込み要求に対する応答性能の低下を抑制する。【解決手段】処理部１３は、仮想記憶領域２に対するデータの書き込み要求を受信したときに一次キャッシュ１１ａの空き領域が足りないと判定された場合、一次キャッシュ１１ａからライトバック対象のデータを選択し、選択された対象データの仮想記憶領域２における書き込み先領域である第２の記憶領域に対して割り当てられている第２の単位記憶領域が、値「０」の上書き処理が未完了の領域である場合、対象データを二次キャッシュ１２ａに退避させて、一次キャッシュ１１ａにおいて対象データが記憶されていた第２の記憶領域を解放し、解放された第２の記憶領域に書き込みデータを書き込み、書き込み要求に対して応答する。【選択図】図１

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。

シン・プロビジョニング（Thin Provisioning）は、ストレージ容量を仮想化することで、物理記憶領域を効率的に利用できるようにする技術である。この技術では、ユーザのアクセス対象として、仮想的な記憶領域である仮想ボリュームが生成される。そして、仮想ボリュームの記憶領域のうち、データが書き込まれた記憶領域にのみ、物理記憶領域が動的に割り当てられる。

シン・プロビジョニングのような記憶装置の仮想化に関しては、例えば、容量仮想化機能で提供される論理ボリュームが、キャッシュ領域が割り当てられるキャッシュボリュームとして使用されるストレージシステムが提案されている。また、各計算ノードのローカルキャッシュ領域に対応する仮想ローカルキャッシュ領域がＩ／Ｏ（Input/Output）ノードに設けられることで、Ｉ／Ｏノードが自ノードのキャッシュ領域とともに各計算ノードのローカルキャッシュ領域も一元的に管理できるようにした計算機システムが提案されている。

一方、ＳＣＳＩ（Small Computer System Interface）規格では、シン・プロビジョニングに関連する標準コマンドの１つとして、ＵＮＭＡＰコマンドがある。ＵＮＭＡＰコマンドは、仮想ボリュームに割り当てられている物理記憶領域の解放を要求するためのコマンドであり、例えば、仮想ボリュームを削除する際に発行される。

国際公開第２０１３／１７５５２９号 国際公開第２０１４／００７２４９号

ところで、上記のＵＮＭＡＰコマンドを受信したとき、指定された物理記憶領域を解放するだけでなく、解放された物理記憶領域に値「０」を書き込む「０ライト処理」を実行することも考えられている。０ライト処理の実行により、解放された物理記憶領域に格納されていたデータを確実に消去して、データの漏洩を防止できる。

また、ＵＮＭＡＰコマンドを受信した際、物理記憶領域の解放だけでなく、解放された物理記憶領域に対する０ライト処理を実行した後に、ＵＮＭＡＰコマンドに対する応答を行った場合には、その応答時間が長くなってしまう。そこで、ＵＮＭＡＰコマンドを受信した時点では、指定された物理記憶領域の解放のみを実行してＵＮＭＡＰコマンドに対して応答し、その後の非同期のタイミングで、解放された物理記憶領域に対して０ライト処理を実行する方法が考えられる。しかし、この方法では以下のような問題がある。

例えば、ＵＮＭＡＰコマンドにより仮想ボリュームが消去された場合には、仮想ボリューム内のデータが存在する領域に物理記憶領域から割り当てられていた大量の単位記憶領域が、仮想ボリュームから解放され、なおかつ０ライト処理の実行対象となる。このため、これらのすべての単位記憶領域に対する０ライト処理の実行には、ある程度長い時間がかかる。

一方、仮想ボリュームの消去直後に、同じ物理記憶領域を共有している別の仮想ボリュームに対して大量のデータの書き込みが要求されたとする。書き込みが要求されたこれらのデータは、一旦キャッシュメモリに格納されるが、その時点で仮想ボリュームにおける各データの書き込み先領域に対して、上記の物理記憶領域から未割り当ての単位記憶領域が割り当てられる。ただし、この時点では、単位記憶領域の割り当てが予約されるだけであり、単位記憶領域に対してデータは格納されない。

このような状況では、仮想ボリュームにおけるこれらの大量のデータの書き込み先領域に対して、単位記憶領域が多数割り当てられることになる。このとき、上記のように０ライト処理の対象となった単位記憶領域の中には、０ライト処理が未完了のものが多数存在し得る。そのため、新たなデータの書き込み先領域に割り当てられる単位記憶領域の中には、０ライト処理が未完了の単位記憶領域が多数含まれ得る。

このような状況が続くと、やがてキャッシュメモリの容量が枯渇し、さらに新たなデータの書き込み要求を受け付けるためには、キャッシュメモリ内の古いデータをライトバックする必要が生じる。上記のように、書き込みが要求されたデータの書き込み先領域には、キャッシュメモリへのデータの格納時点で単位記憶領域が割り当てられる（予約される）が、そのデータをライトバックする際に、割り当てられた単位記憶領域に対してデータが書き込まれる。

しかし、割り当てられた単位記憶領域が、０ライト処理が未完了の単位記憶領域であった場合、０ライト処理が実行されるまで、その単位記憶領域にはキャッシュメモリ上のデータをライトバックできない。この場合、ライトバックを実行してキャッシュメモリに空き領域を確保し、書き込みが要求された新たなデータを確保された空き領域に書き込むまでに、長い時間がかかってしまう。その結果、書き込み要求に対する応答時間が長くなってしまう。

上記のように０ライト処理が未完了の単位記憶領域が多数存在する場合、キャッシュメモリ上のデータをライトバックする際に、ライトバック先の単位記憶領域が、０ライト処理が未完了の領域であるというケースが高い確率で発生する。そのため、仮想ボリュームへの書き込み要求に対する応答性能が低下し、場合によっては書き込み要求の受け付けが不可能になってしまう。

１つの側面では、本発明は、解放された物理記憶領域に対する０の書き込み処理の影響による、書き込み要求に対する応答性能の低下を抑制可能な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。

１つの案では、一次キャッシュとして使用される第１の記憶部と、二次キャッシュとして使用される第２の記憶部と、次のような処理を実行する処理部とを有するストレージ制御装置が提供される。処理部は、仮想記憶領域のうちの第１の記憶領域についての解放要求を受信すると、物理記憶領域に含まれる単位記憶領域のうち第１の記憶領域に割り当てられている１以上の第１の単位記憶領域を、第１の記憶領域から解放して未割り当て状態として管理し、解放要求に対して応答し、第１の単位記憶領域の解放とは非同期のタイミングで、第１の単位記憶領域のそれぞれに対して０を書き込む上書き処理を実行し、仮想記憶領域に対するデータの書き込み要求を受信するたびに、書き込みが要求された書き込みデータを一次キャッシュに格納して書き込み要求に対して応答するとともに、仮想記憶領域における書き込みデータの書き込み先領域に、物理記憶領域に含まれる単位記憶領域のうち未割り当て状態の単位記憶領域を割り当てる書き込み処理を実行する。また、書き込み処理では、処理部は、書き込み要求を受信したときに一次キャッシュの空き領域が足りないと判定された場合、一次キャッシュからライトバック対象のデータを選択し、選択されたデータの仮想記憶領域における書き込み先領域である第２の記憶領域に対して割り当てられている第２の単位記憶領域が、上書き処理が未完了の領域である場合、選択されたデータを二次キャッシュに退避させて、一次キャッシュにおいて選択されたデータが記憶されていた第２の記憶領域を解放し、解放された第２の記憶領域に書き込みデータを書き込み、書き込み要求に対して応答する。

また、１つの案では、上記のストレージ制御装置と同様の処理をコンピュータに実行させるストレージ制御プログラムが提供される。

１つの側面では、解放された物理記憶領域に対する０の書き込み処理の影響による、書き込み要求に対する応答性能の低下を抑制できる。

第１の実施の形態に係るストレージ制御装置の構成例および処理例を示す図である。 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。 ＣＭが備える処理機能の構成例を示す図である。 仮想ボリュームに対する物理領域の割り当てについて説明するための図である。 仮想ボリュームからのデータ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。 仮想ボリュームからのデータ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。 ＵＮＭＡＰコマンドに応じてチャンクの解放および０ライト処理について説明するための図である。 ＵＮＭＡＰ要求受信処理の手順を示すフローチャートの例である。 ０ライト処理の手順を示すフローチャートの例である。 新たなボリュームが生成された場合の処理を示す図である。 ０ライト処理と仮想ボリュームに対する書き込み処理とが並列実行されている場合の処理の比較例を示す図である。 仮想ボリュームに対する書き込み処理の比較例を示すフローチャートである。 第２の実施の形態における書き込み制御を示す図である。 二次キャッシュ管理テーブルの構成例を示す図である。 第２の実施の形態における、仮想ボリュームに対する書き込み処理例を示すフローチャートである。 ライトバック対象データの二次キャッシュへの退避処理の例を示すフローチャートである。 二次キャッシュに退避された退避データのライトバック処理例を示すフローチャートである。

以下、本発明の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構成例および処理例を示す図である。図１に示すストレージ制御装置１０は、第１の記憶部１１、第２の記憶部１２および処理部１３を備える。

このストレージ制御装置１０は、物理記憶領域１に対してアクセス可能になっている。物理記憶領域１は、例えば、ＨＤＤ（Hard Disk Drive）、ＳＳＤ（Solid State Drive）などの１台以上の記憶装置によって形成される。ストレージ制御装置１０は、物理記憶領域１に含まれる単位記憶領域を動的に割り当てることで実現される仮想記憶領域２を生成し、図示しないホスト装置から仮想記憶領域２に対するアクセス要求を受け付ける。すなわち、仮想記憶領域２には、データが書き込まれた領域にのみ、物理記憶領域１から単位記憶領域が割り当てられる。なお、仮想記憶領域２は、例えば、１以上の仮想ボリュームを含んでもよい。

第１の記憶部１１は、一次キャッシュ１１ａとして使用される。第２の記憶部１２は、二次キャッシュ１２ａとして使用される。なお、第１の記憶部１１および第２の記憶部１２は、ストレージ制御装置１０が備える記憶装置によって実現される。

処理部１３は、例えば、ストレージ制御装置１０が備えるプロセッサとして実現される。処理部１３は、一次キャッシュ１１ａと二次キャッシュ１２ａを用いて、仮想記憶領域２に対するアクセスを制御する。なお、二次キャッシュ１２ａは、例えば、リードキャッシュとして用いられる。

以下、処理部１３の処理について詳しく説明する。
処理部１３は、仮想記憶領域２に割り当てられている物理記憶領域１の単位記憶領域を解放するための解放要求を受け付けることができる。解放要求は、例えば、仮想記憶領域２に含まれる仮想ボリュームを削除する際に発行される。なお、解放要求は、例えば、ＳＣＳＩで規定されたＵＮＭＡＰコマンドである。

処理部１３は、例えば、仮想記憶領域２の一部の記憶領域（第１の記憶領域とする）についての解放要求を受信すると（ステップＳ１ａ）、物理記憶領域１に含まれる単位記憶領域のうち、第１の記憶領域に割り当てられている１以上の単位記憶領域（それぞれ第１の単位記憶領域とする）を、第１の記憶領域から解放する（ステップＳ１ｂ）。これにより、解放された第１の単位記憶領域は、未割り当て状態として管理される。そして、処理部１３は、受信した解放要求に対して応答する（ステップＳ１ｃ）。

また、処理部１３は、上記の第１の単位記憶領域の解放とは非同期のタイミングで、第１の単位記憶領域のそれぞれに対して値「０」を書き込む上書き処理を実行する（ステップＳ１ｄ）。この上書き処理が実行されることで、第１の単位記憶領域に格納されていたデータの内容を確実に消去することができる。

以上の処理によれば、解放要求が受信された際には、単位記憶領域の解放のみが行われて、解放要求に対する応答が行われる。そして、その後の非同期のタイミングで、解放された単位記憶領域に対する値「０」の上書き処理が実行される。これにより、単位記憶領域の解放に加えて値「０」の上書き処理を実行してから応答する場合と比較して、解放要求に対する応答時間を短縮できる。

また、仮想記憶領域２に対する書き込み処理は、次のように行われる。処理部１３は、仮想記憶領域２に対するデータの書き込み要求を受信するたびに（ステップＳ２ａ）、次のステップＳ２ｃの処理を実行する。ステップＳ２ｃにおいて、処理部１３は、書き込みが要求された書き込みデータを一次キャッシュ１１ａに格納し、書き込み要求に対して応答する。さらにステップＳ２ｃでは、処理部１３は、仮想記憶領域２における書き込みデータの書き込み先領域に、物理記憶領域１に含まれる単位記憶領域のうち、未割り当て状態の単位記憶領域を割り当てる。ただし、この段階では、書き込みデータの書き込み先領域に対しては、単位記憶領域の割り当てが予約されるのみであり、単位記憶領域に対する書き込みデータの格納は行われない。

ここで、上記の書き込み処理では、実際には、書き込み要求を受信した際に、書き込みデータを格納するための空き領域が一次キャッシュ１１ａにあるかが判定される（ステップＳ２ｂ）。そして、空き領域があると判定された場合（ステップＳ２ｂ「Ｙｅｓ」）にはステップＳ２ｃが実行されるものの、空き領域がないと判定された場合（ステップＳ２ｂ「Ｎｏ」）には、次のような処理が実行される。

処理部１３は、一次キャッシュ１１ａに記録されたデータの中から、一次キャッシュ１１ａに空き領域を生成するためのライトバック対象のデータを選択する（ステップＳ２ｄ）。例えば、最終アクセス時間が最も早いデータがライトバック対象として選択される。処理部１３は、物理記憶領域１に含まれる単位記憶領域の中から、選択されたライトバック対象データの仮想記憶領域２における書き込み先領域（第２の記憶領域とする）に対して割り当てられている単位記憶領域（第２の単位記憶領域とする）を特定する。この第２の単位記憶領域は、ライトバック対象データが一次キャッシュ１１ａに格納される際に物理記憶領域１内の未割り当ての単位記憶領域の中から選択されて割り当てられたものである。

処理部１３は、特定された第２の単位記憶領域が、値「０」の上書き処理が未完了の領域であるかを判定する（ステップＳ２ｅ）。この判定は、第２の単位記憶領域が、解放要求に応じてステップＳ１ｂで仮想記憶領域２から解放されて未割り当て状態になったものの、ステップＳ１ｄの上書き処理が完了していない単位記憶領域である可能性があることから行われる。

ここで、ステップＳ２ｅで「Ｎｏ」と判定された場合、すなわち、第２の単位記憶領域が、上書き処理を実行済みの領域か、または上書き処理の対象外の領域である場合には、処理部１３は、ライトバック対象データを第２の単位記憶領域に書き込む（ライトバックする）（ステップＳ２ｆ）。この場合、一次キャッシュ１１ａからライトバック対象データの領域が解放されるので、処理部１３は、解放された一次キャッシュ１１ａ内の領域に書き込みデータを格納する（ステップＳ２ｃ）。

一方、第２の単位記憶領域が、上書き処理が未完了の領域であった場合（ステップＳ２ｅ「Ｙｅｓ」）、第２の単位記憶領域に対して新たなデータを書き込むことはできない。この場合、処理部１３は、ライトバック対象データを一次キャッシュ１１ａから二次キャッシュ１２ａに退避させる（ステップＳ２ｇ）。これにより、一次キャッシュ１１ａからライトバック対象データの領域が解放されるので、処理部１３は、解放された一次キャッシュ１１ａ内の領域に書き込みデータを格納し、書き込み要求に対して応答する（ステップＳ２ｃ）。

ここで、ステップＳ２ｅで「Ｙｅｓ」と判定された場合の処理としては、第２の単位記憶領域に対する値「０」の上書き処理が完了するまで待ち、上書き処理が完了した後にライトバック対象データを第２の単位記憶領域にライトバックする方法が考えられる。このような方法と比較して、処理部１３による上記処理によれば、ステップＳ２ｅで「Ｙｅｓ」と判定された場合に、一次キャッシュ１１ａに空き領域を確保するまでの時間を短縮できる。その結果、ステップＳ２ａで受信した書き込み要求に対して短時間で応答できるようになる。したがって、解放された単位記憶領域に対する値「０」の上書き処理の影響による、書き込み要求に対する応答性能の低下を抑制できる。

なお、二次キャッシュ１２ａに退避されたライトバック対象データについては、例えば、次のような処理が行われればよい。処理部１３は、二次キャッシュ１２ａへの退避とは非同期のタイミングで、ライトバック先の第２の単位記憶領域に対する値「０」の上書き処理が完了したかをチェックする。そして、上書き処理が完了した場合に、処理部１３は、ライトバック対象データを第２の単位記憶領域にライトバックする。

ここで、例えば、ステップＳ１ａにおいて、仮想ボリュームの削除の際に解放要求が受信された場合、ステップＳ１ｂでは多数の単位記憶領域が解放され得る。その場合、物理記憶領域１内の未割り当ての単位記憶領域の中に、値「０」の上書き処理が未完了の単位記憶領域が多数存在し得る。

一方、仮想記憶領域２に対して大量のデータの書き込みが要求されると、書き込みデータに対して未割り当ての単位記憶領域が多数割り当てられる。このとき、上記のように上書き処理が未完了の単位記憶領域が多数存在している場合には、新たな書き込みデータに対して上書き処理が未完了の単位記憶領域が多数割り当てられる可能性がある。

このような状況が続くと、やがて一次キャッシュ１１ａの容量が枯渇し、さらに新たなデータの書き込み要求を受け付けるためには、一次キャッシュ１１ａ内の古いデータをライトバックする必要が生じる。しかし、ライトバック対象データのライトバック先の単位記憶領域としては、値「０」の上書き処理が未完了の単位記憶領域が多数含まれ得る。このため、ステップＳ２ｅで「Ｙｅｓ」と判定される確率が高くなり、仮に上書き処理の完了を待ってから単位記憶領域にライトバックしようとすると、書き込み要求に対する応答時間が大幅に遅延してしまう。

本実施の形態における処理部１３の上記処理によれば、このようなケースでも、書き込み要求に対する応答遅延時間を短縮でき、応答性能の低下を抑制できる。
〔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１００とホストサーバ２００とを含む。

ストレージ装置１００は、ＣＭ（Controller Module）１１０とドライブ部１２０とを備える。
ＣＭ１１０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、ホストサーバ２００と接続されている。ＣＭ１１０は、ホストサーバ２００からの要求に応じて、ドライブ部１２０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。なお、ＣＭ１１０は、図１に示したストレージ制御装置１０の一例である。

ドライブ部１２０には、ホストサーバ２００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１２０は、記憶装置としてＨＤＤ１２１，１２２，１２３，・・・が搭載されたディスクアレイ装置である。

ホストサーバ２００は、例えば業務処理などの各種の処理を実行するサーバ装置である。なお、ＣＭ１１０にはホストサーバ２００が複数台接続されていてもよい。
ここで、図２を用いてＣＭ１１０のハードウェア構成例を説明する。ＣＭ１１０は、プロセッサ１１１、ＲＡＭ（Random Access Memory）１１２、ＳＳＤ１１３、ＣＡ（Channel Adapter）１１４およびＤＩ（Drive Interface）１１５を備える。

プロセッサ１１１は、ＣＭ１１０全体を統括的に制御する。プロセッサ１１１は、マルチプロセッサであってもよい。プロセッサ１１１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１１１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。

ＲＡＭ１１２は、ＣＭ１１０の主記憶装置として使用される。ＲＡＭ１１２には、プロセッサ１１１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、ＲＡＭ１１２には、プロセッサ１１１による処理に必要な各種データが格納される。例えば、ＲＡＭ１１２には、ホストサーバ２００からの要求に応じたドライブ部１２０へのアクセス制御の際に用いられる一次キャッシュの領域が確保され、書き込みデータや読み出しデータが一次キャッシュに一時的に格納される。

ＳＳＤ１１３は、ＣＭ１１０の補助記憶装置として使用される。ＳＳＤ１１３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、ＳＳＤ１１３には、ホストサーバ２００からの要求に応じてドライブ部１２０へのアクセス制御の際に用いられる二次キャッシュの領域が確保される。

ＣＡ１１４は、ホストサーバ２００と通信するための通信インタフェースである。ＤＩ１１５は、ドライブ部１２０と通信するための通信インタフェースである。ＤＩ１１５は、例えば、ＳＡＳ（Serial Attached SCSI）インタフェースである。

以上のハードウェア構成によってＣＭ１１０の処理機能が実現される。
図３は、ＣＭが備える処理機能の構成例を示す図である。図３に示すように、ＣＭ１１０は、一次キャッシュ１３１、二次キャッシュ１３２、Ｉ／Ｏ制御部１４１、ＵＮＭＡＰ制御部１４２および記憶部１５０を備える。

ＣＭ１１０は、ドライブ部１２０に搭載されたＨＤＤによる物理領域を用いて、仮想ボリューム（論理ボリューム）を生成する。そして、ＣＭ１１０は、ホストサーバ２００から仮想ボリュームに対するアクセスを受け付ける。一次キャッシュ１３１および二次キャッシュ１３２は、ホストサーバ２００からの要求に応じた仮想ボリュームに対するＩ／Ｏ処理の際に、キャッシュ領域として利用される。一次キャッシュ１３１の記憶領域はＲＡＭ１１２上に確保され、二次キャッシュ１３２の記憶領域はＳＳＤ１１３上に確保される。

Ｉ／Ｏ制御部１４１およびＵＮＭＡＰ制御部１４２の処理は、例えば、ＣＭ１１０が備えるプロセッサ１１１が所定のプログラムを実行することで実現される。
Ｉ／Ｏ制御部１４１は、ホストサーバ２００からの要求に応じて、一次キャッシュ１３１および二次キャッシュ１３２を用いて、仮想ボリュームに対するＩ／Ｏ処理を制御する。なお、仮想ボリュームに対する物理領域の割り当てはシン・プロビジョニングにより行われ、仮想ボリュームの領域のうちデータが書き込まれた領域に対してのみ、物理領域が割り当てられる。

ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ホストサーバ２００からＵＮＭＡＰコマンドを受信する。ＵＮＭＡＰコマンドは、仮想ボリュームに割り当てられている物理領域の解放を要求するためのコマンドであり、ＳＣＳＩ規格における標準コマンドの１つである。

本実施の形態において、ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ＵＮＭＡＰコマンドを受信すると、該当する論理領域に割り当てられている物理領域を解放するだけでなく、その物理領域に値「０」を書き込む「０ライト処理」を実行する。これにより、解放された物理領域に記録されていたデータを確実に消去し、データの漏洩を防止する。

ただし、ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ＵＮＭＡＰコマンドを受信した時点では、物理領域の解放のみを行って、ＵＮＭＡＰの完了応答をホストサーバ２００に送信する。そして、ＵＭＭＡＰ制御部１４２は、その後の非同期のタイミングで、解放された物理領域に対する０ライト処理を実行する。物理領域は、解放される（論理領域に対する割り当てが解除される）だけでなく、０ライト処理が完了することで、その後に新たに割り当てられる論理領域のデータを書き込み可能な状態となる。

記憶部１５０は、ＲＡＭ１１２やＳＳＤ１１３など、ＣＭ１１０が備える記憶装置の記憶領域によって実現される。記憶部１５０には、Ｉ／Ｏ制御部１４１やＵＮＭＡＰ制御部１４２の処理で利用される各種の管理情報が記憶される。例えば、記憶部１５０には、一次キャッシュ管理テーブル１５１、二次キャッシュ管理テーブル１５２、プール管理テーブル１５３、ボリューム管理テーブル１５４およびビットマップ１５５が記憶される。

一次キャッシュ管理テーブル１５１は、一次キャッシュ１３１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。例えば、一次キャッシュ管理テーブル１５１には、一次キャッシュ１３１内のページごとに、格納されているデータについての仮想ボリューム上の位置情報や、そのデータがダーティデータであるか否かを示すフラグ情報などが登録される。

二次キャッシュ管理テーブル１５２は、二次キャッシュ１３２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。例えば、二次キャッシュ管理テーブル１５２には、二次キャッシュ１３２内のページごとに、格納されているデータについての仮想ボリューム上の位置情報や、そのデータの種別が登録される。

プール管理テーブル１５３は、ストレージプールに関する管理情報を保持する。ストレージプールとは、ドライブ部１２０に搭載された複数のＨＤＤを用いて実現されて、１以上の仮想ボリュームによって共用される物理記憶領域である。プール管理テーブル１５３には、例えば、ストレージプールの構成情報（属しているＨＤＤの識別情報など）や、ストレージプールに含まれる割り当て済みチャンクおよび未割り当てチャンクの情報などが登録される。なお、チャンクとは、仮想ボリュームに対する割り当て単位となる一定サイズの記憶領域である。

ボリューム管理テーブル１５４は、仮想ボリュームに関する管理情報を保持する。ボリューム管理テーブル１５４には、例えば、仮想ボリュームの構成情報（ボリュームサイズなど）や、仮想ボリューム内の単位記憶領域に割り当てられているチャンクの識別情報などが登録される。

ビットマップ１５５は、０ライト処理を管理するための管理情報である。ビットマップ１５５は、ストレージプールごとに用意され、ストレージプール内の各チャンクについて、０ライト処理の実行対象領域か否かを示すビット値を保持する。具体的には、ビットマップ１５５は、ストレージプール内のチャンクごとのビットを有する。各ビットの初期値は「０」であり、チャンクのＵＮＭＡＰが要求されて０ライト処理の実行対象領域になると、そのチャンクに対応するビット値が「１」に更新され、０ライト処理が完了するとビット値が「０」に戻される。

次に、仮想ボリュームに対するＩ／Ｏ処理について説明する。
まず、図４は、仮想ボリュームに対する物理領域の割り当てについて説明するための図である。前述のように、ＣＭ１１０では、ドライブ部１２０に搭載されたＨＤＤによる物理領域を用いて、仮想ボリューム（論理ボリューム）が生成される。そして、ＣＭ１１０のＩ／Ｏ制御部１４１は、ホストサーバ２００から仮想ボリュームに対するアクセスを受け付ける。また、仮想ボリュームに対する物理領域の割り当てはシン・プロビジョニングにより行われ、仮想ボリュームの領域のうちデータが書き込まれた領域に対してのみ、物理領域が割り当てられる。

図４の例では、ドライブ部１２０のＨＤＤ１２１ａ，１２２ａ，１２３ａ，・・・によってストレージプールＰＬ１が生成され、ドライブ部１２０のＨＤＤ１２１ｂ，１２２ｂ，１２３ｂ，・・・によってストレージプールＰＬ２が生成されている。ストレージプールＰＬ１，ＰＬ２は、それぞれ１以上の仮想ボリュームによって共有される物理記憶領域である。ストレージプールＰＬ１，ＰＬ２の物理記憶領域は、一定サイズのチャンク単位で仮想ボリュームに割り当てられる。

なお、ストレージプールＰＬ１，ＰＬ２は、実際には、それぞれ１以上のＲＡＩＤ（Redundant Array of Inexpensive Disks）グループによって実現される。この場合、ストレージプールＰＬ１，ＰＬ２のそれぞれにおいて、データが複数のＨＤＤに冗長化されて記録される。

図４では例として、ストレージプールＰＬ１を利用して生成される仮想ボリュームとして、ボリュームＬＵ１〜ＬＵ３が設定されている。この場合、ボリュームＬＵ１〜ＬＵ３に対してホストサーバ２００からデータが書き込まれる際に、そのデータ容量分のチャンクがストレージプールＰＬ１から書き込み先ボリュームに割り当てられ、割り当てられたチャンクに対してデータが格納される。

また、図４では例として、ストレージプールＰＬ２を利用して生成される仮想ボリュームとして、ボリュームＬＵ１１〜ＬＵ１３が設定されている。この場合、ボリュームＬＵ１１〜ＬＵ１３に対してホストサーバ２００からデータが書き込まれる際に、そのデータ容量分のチャンクがストレージプールＰＬ２から書き込み先ボリュームに割り当てられ、割り当てられたチャンクに対してデータが格納される。

なお、ボリュームＬＵ１〜ＬＵ３，ＬＵ１１〜ＬＵ１３に対するアクセスは、同一のホストサーバ２００から行われても、それぞれ異なるホストサーバ２００から行われてもよい。例えば、ボリュームＬＵ１〜ＬＵ３に対するアクセスはある１つのホストサーバ２００から行われ、ボリュームＬＵ１１〜ＬＵ１３に対するアクセスは別の１つのホストサーバ２００から行われるようにしてもよい。

また、ストレージプールＰＬ１，ＰＬ２のいずれかは、図１に示した物理記憶領域１の一例である。さらに、ストレージプールＰＬ１，ＰＬ２のいずれかを共有して実現される仮想ボリュームの全体が、図１に示した仮想記憶領域２の一例である。

次に、図５、図６を用いて、一次キャッシュおよび二次キャッシュを用いた仮想ボリュームに対するＩ／Ｏ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、ストレージプールＰＬ１を利用して生成される仮想ボリュームからのデータ読み出しが要求された場合について説明する。

図５は、仮想ボリュームからのデータ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。
本実施の形態において、ＣＭ１１０のＩ／Ｏ制御部１４１は、一次キャッシュ１３１と二次キャッシュ１３２を用いて、ホストサーバ２００からの要求に応じた仮想ボリュームに対するＩ／Ｏ処理を制御する。図５および次の図６に示すように、二次キャッシュ１３２は基本的に、読み出し用のリードキャッシュとして用いられる。以下、リードキャッシュの領域に格納されるデータを「リードキャッシュデータ」と記載する。

図５において、ホストサーバ２００は、仮想ボリューム上のデータＤ１の読み出しをＣＭ１１０に要求する（ステップＳ１１）。Ｉ／Ｏ制御部１４１は、まず、データＤ１が一次キャッシュ１３１に存在するかを判定する。

ここで、図示しないが、データＤ１が一次キャッシュ１３１に存在する、すなわち一次キャッシュヒットの場合、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、データＤ１を一次キャッシュ１３１から読み出してホストサーバ２００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。一方、図５では、データＤ１が一次キャッシュ１３１に存在していなかった、すなわち一次キャッシュミスであったとする（ステップＳ１２）。この場合、Ｉ／Ｏ制御部１４１は次に、データＤ１が二次キャッシュ１３２に存在するかを判定する。

図５では、データＤ１が二次キャッシュ１３２に存在していた、すなわち二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１４１は、二次キャッシュ１３２からデータＤ１を読み出して一次キャッシュ１３１にコピー（ステージング）し（ステップＳ１４）、さらに一次キャッシュ１３１からデータＤ１を読み出してホストサーバ２００に送信する（ステップＳ１５）。

二次キャッシュ１３２が実装されるＳＳＤは、仮想ボリュームが割り当てられたストレージプールＰＬ１を実現するＨＤＤよりアクセス性能が高い。そのため、図５のように、一次キャッシュミスの場合でも二次キャッシュヒットとなれば二次キャッシュ１３２からデータＤ１を読み出すことで、データＤ１をストレージプールＰＬ１内のＨＤＤから読み出す場合よりもホストサーバ２００に対する読み出し応答時間を短縮できる。

なお、ステップＳ１４の実行直前において一次キャッシュ１３１の空き領域がない場合、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、例えば、一次キャッシュ１３１のデータのうち最終アクセス時刻が最も早いデータを一次キャッシュ１３１から削除する。そして、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、一次キャッシュ１３１に生じた空き領域にデータＤ１をコピーする。

図６は、仮想ボリュームからのデータ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、ホストサーバ２００は、仮想ボリューム上のデータＤ２の読み出しをＣＭ１１０に要求する（ステップＳ２１）。Ｉ／Ｏ制御部１４１は、図５の場合と同様に、データＤ２が一次キャッシュ１３１および二次キャッシュ１３２に存在するかを判定する。

図６では、一次キャッシュミス（ステップＳ２２）、かつ二次キャッシュミス（ステップＳ２３）であったとする。この場合、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、ストレージプールＰＬ１に含まれるＨＤＤからデータＤ２を読み出し、一次キャッシュ１３１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１４１は、一次キャッシュ１３１からデータＤ２を読み出してホストサーバ２００に送信する（ステップＳ２５）。

このとき、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、データＤ２のブロックが二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１４１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をストレージプールＰＬ１に含まれるＨＤＤから読み出し、二次キャッシュ１３２にコピー（ステージング）する（ステップＳ２６）。これにより、ＨＤＤから二次キャッシュ１３２へのデータＤ２のコピー（ステージング）は、ホストサーバ２００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。

以上のように、一次キャッシュミスかつ二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は一次キャッシュ１３１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１４１は、データＤ２を一次キャッシュ１３１から短時間で読み出し、ホストサーバ２００に送信できる。

次に、ＵＮＭＡＰコマンドに応じた処理について説明する。
図７は、ＵＮＭＡＰコマンドに応じてチャンクの解放および０ライト処理について説明するための図である。本実施の形態では、ホストサーバ２００は、仮想ボリュームの消去時においてＵＮＭＡＰコマンドを送信して、仮想ボリュームに割り当てられていた物理領域（チャンク）の解放を要求できるようになっている。ＣＭ１１０のＵＮＭＡＰ制御部１４２は、これらのチャンクを解放するとともに、これらのチャンクに値「０」を書き込む０ライト処理を実行する。ただし、０ライト処理は、ＵＮＭＡＰコマンドの受信とは非同期のタイミングで実行される。

図７では例として、ボリュームＬＵ１の消去のためにホストサーバ２００からＵＮＭＡＰコマンドが送信された場合を示す。ＣＭ１１０のＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ＵＮＭＡＰコマンドを受信すると（ステップＳ３１）、ボリュームＬＵ１内のデータが格納されている領域（データ領域）にストレージプールＰＬ１から割り当てられていたチャンクを解放する（ステップＳ３２）。このチャンク解放により、プール管理テーブル１５３では、これらのチャンクが「解放済みチャンク（未割り当てチャンク）」として管理される。これとともに、ストレージプールＰＬ１に対応するビットマップ１５５では、これらのチャンクに対応するビット値が「１」に更新される。ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、以上の処理が完了すると、ＵＮＭＡＰが正常に完了したことを示す完了応答をホストサーバ２００に送信する（ステップＳ３３）。

ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、その後の非同期のタイミングで、ビットマップ１５５に基づき、解放された各チャンクに対して値「０」を書き込む（ステップＳ３４）。これにより、解放された各チャンクに格納されていたデータが確実に消去される。また、これらの各チャンクは、０ライト処理が完了した時点で、新たなデータを書き込み可能な状態となる。

このような処理により、ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ホストサーバ２００からのＵＮＭＡＰ要求に対する高速な応答を可能にしつつ、解放されたチャンクのデータを確実に消去して、データの漏えいを防ぎ、安全な仮想ボリュームの運用を可能にする。

図８は、ＵＮＭＡＰ要求受信処理の手順を示すフローチャートの例である。
［ステップＳ１０１］ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ホストサーバ２００からＵＮＭＡＰコマンドを受信する。このとき、ＵＮＭＡＰ対象の仮想ボリュームを示す識別情報が指定される。

［ステップＳ１０２］ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ＵＮＭＡＰ対象の仮想ボリュームに割り当てられているチャンクの解放処理を実行する。具体的には、ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ボリューム管理テーブル１５４を参照して、ＵＮＭＡＰ対象の仮想ボリュームに割り当てられているチャンクを特定する。ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、特定されたすべてのチャンクが解放済み（未割り当て）であることを示すようにプール管理テーブル１５３を更新し、さらに、ボリューム管理テーブル１５４からＵＮＭＡＰ対象の仮想ボリュームに関する情報を消去する。

このステップＳ１０２で解放されたチャンクは、新たな論理記憶領域に割り当てることが可能な状態になる。ただし、このチャンクは、０ライト処理が未完了であるので、割り当てられた論理記憶領域のデータを書き込むことは不可能な状態となる。すなわち、この段階では、解放されたチャンクは新たな論理記憶領域に対して割り当てられるチャンクとして予約可能な状態となる。

［ステップＳ１０３］ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ステップＳ１０２で解放されたチャンクが属するストレージプールに対応するビットマップ１５５を特定し、特定されたビットマップ１５５のビット値のうち、解放された各チャンクに対応するビット値を「１」に更新する。これにより、解放されたチャンクの位置がビットマップ１５５に記録される。

［ステップＳ１０４］ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ＵＮＭＡＰが正常に完了したことを示す完了応答をホストサーバ２００に送信する。
図９は、０ライト処理の手順を示すフローチャートの例である。図９の処理は、例えば、一定時間ごとに繰り返し実行される。

［ステップＳ１１１］ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ビットマップ１５５を参照し、値が「１」のビットが１つでもあるかを判定する。ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、「１」のビットが１つ以上ある場合、処理をステップＳ１１２に進め、「１」のビットが１つもない場合、処理を終了する。

［ステップＳ１１２］ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ビットマップ１５５から値が「１」のビットを１つ選択し、そのビットに対応するチャンクに値「０」を書き込む。値「０」は、チャンクのビット列における先頭から終端までの領域全体に書き込まれる。

［ステップＳ１１３］ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ビットマップ１５５のビットのうち、ステップＳ１１２で選択されたビットの値を「０」に更新する。
このように、ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ビットマップ１５５を定期的にチェックし、値「１」のビットに対応するチャンクに対して０ライト処理を実行する。これにより、ＵＮＭＡＰコマンド受信処理とは非同期で０ライト処理が実行される。

次に、図７のようにボリュームＬＵ１が消去された後に新たなボリュームが生成された場合の処理について説明する。
図１０は、新たなボリュームが生成された場合の処理を示す図である。図１０では例として、図７のようにボリュームＬＵ１が消去され、ボリュームＬＵ１に割り当てられていたチャンクに対する０ライト処理が実行中の状態で、新たなボリュームＬＵ４が生成されたとする。新たなボリュームＬＵ４には、ストレージプールＰＬ１からチャンクが割り当てられるものとする。

図７のようにボリューム単位でＵＮＭＡＰが要求された場合、大量のチャンクが一度に解放され得る。この場合、ストレージプールＰＬ１内の大量のチャンクについて０ライト処理が実行されることになる。このため、新たなボリュームＬＵ４が生成されたとき、ストレージプールＰＬ１には０ライト処理が未完了のチャンクが大量に残っている可能性がある。

図１０では、ストレージプールＰＬ１において、ボリュームＬＵ１から解放されたチャンクの中に、０ライト処理が未完了のチャンクと０ライト処理を実行済みのチャンクとが混在している様子を示している。ここで、０ライト処理が未完了のチャンクは、すでに解放済みであるので新たな論理記憶領域に割り当てることが可能であるが、その論理記憶領域のデータを書き込むことは不可能な状態となる。

一方、ボリュームＬＵ２〜ＬＵ４においてその後にデータが書き込まれたデータ領域には、ストレージプールＰＬ１から解放済み状態（未割り当て状態）のチャンクが割り当てられる。特に、新たなボリュームが生成された場合、そのボリュームに対して大量のデータの書き込みが要求される場合がある。図１０では、新たなボリュームＬＵ４に対して大量のデータの書き込みが要求された場合の様子を示している。

書き込みが要求されたデータは、一旦一次キャッシュ１３１に格納されるが、このとき、仮想ボリュームの新たなデータ領域に対してストレージプールＰＬ１からチャンクが割り当てられる。この時点ではチャンクにはデータは書き込まれず、チャンクが予約されるのみである。

上記のように０ライト処理が未完了のチャンクが大量に残っている状態では、新たにデータが書き込まれたデータ領域には、解放済み状態のチャンクとして０ライト処理が未完了のチャンクが割り当てられることがあり得る。特に、新たなデータの書き込み量が大きいほど、新たなデータ領域に０ライト処理が未完了のチャンクが割り当てられる可能性が高くなる。例えば図１０のように、新たなボリュームＬＵ４に対して大量のデータの書き込みが要求されると、ボリュームＬＵ４に対して０ライト処理が未完了のチャンクが割り当てられる可能性が高くなる。さらに、ボリュームＬＵ１の消去直前においてストレージプールＰＬ１の空き領域が小さかった場合には、新たなデータ領域に対して０ライト処理が未完了のチャンクが多数割り当てられる可能性が高くなる。

ここで、図１１、図１２に、仮想ボリュームに対する書き込み処理の比較例を示して、書き込み処理における問題点について説明する。
まず、図１１は、０ライト処理と仮想ボリュームに対する書き込み処理とが並列実行されている場合の処理の比較例を示す図である。

仮想ボリュームに対して書き込みが要求されると、書き込みデータが一次キャッシュ１３１に格納され、仮想ボリュームにおける書き込み先領域に対してストレージプールＰＬ１からチャンクが割り当てられる。その後、書き込みデータが一次キャッシュ１３１からライトバックされる際に、割り当てられたチャンクに対して書き込みデータが格納される。

また、大量のデータの書き込みが要求されると、一次キャッシュ１３１の空き容量が小さくなっていく。やがて、一次キャッシュ１３１からデータをライトバックして一次キャッシュ１３１の領域を解放しないと、新たな書き込みデータを一次キャッシュ１３１に格納できない状態になる。この状態では、ライトバックの性能が書き込み要求に対する応答時間に大きく影響する。

ライトバック先のチャンクが、０ライト処理の実行済みか、０ライト処理の実行対象でなかった場合、ライトバック対象のデータをチャンクに即座に書き込んでライトバックを完了できる。しかし、ライトバック先のチャンクが、０ライト処理が未完了のチャンクである場合、０ライト処理が完了するまでそのチャンクにライトバック対象のデータを書き込むことができない。

０ライト処理は、数十ＭＢ〜数百ＭＢ程度の大きさを有するチャンク単位で行われる。一方、仮想ボリュームに対する書き込み要求は、数ＫＢ〜１ＭＢ程度の大きさを単位として行われることが多く、ライトバックの単位もこれと同じになる。そのため、ライトバック先のチャンクが、０ライト処理が未完了であった場合には、０ライト処理が完了するまで、ライトバックのための書き込み時間よりはるかに長い時間待たなければならない場合が多くなる。その場合、ライトバックにかかる時間が大幅に長くなり、結果的に書き込み要求に対する応答が大幅に遅延してしまう。

図１０で説明したように、０ライト処理と仮想ボリュームに対する書き込み処理とが並列実行されている状況では、新たな書き込みデータのデータ領域に対して０ライト処理が未完了のチャンクが多数割り当てられる可能性がある。このため、大量のデータの書き込みが要求されると、一次キャッシュ１３１の領域解放のためのライトバックの際に、ライトバック先のチャンクが、０ライト処理が未完了のチャンクとなる確率が高くなり、その結果、書き込み要求に対する応答性能が悪化する。

このような状況が続くと、単位時間において一次キャッシュ１３１からライトバックできるデータ量より、書き込みが要求されるデータ量の方が大きくなる。その結果、ＣＭ１１０は、ホストサーバ２００から発行される書き込み要求を捌ききれず、書き込み要求に対して応答できなくなる。このような状態では、システムダウンが発生する可能性もある。

図１２は、仮想ボリュームに対する書き込み処理の比較例を示すフローチャートである。ここでは例として、ストレージプールＰＬ１の物理領域を共有する仮想ボリュームに対してデータの書き込みが要求された場合について示す。

［ステップＳ１２１］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、ホストサーバ２００からの書き込み要求を受信する。正確には、ホストサーバ２００から受信された書き込み要求は、図示しない受信キューに順次格納される。ステップＳ１２１では、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、受信キューの先頭から書き込み要求を１つ取り出す。

［ステップＳ１２２］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、一次キャッシュ管理テーブル１５１に基づき、書き込みが要求された書き込みデータを格納するだけの空き領域が一次キャッシュ１３１にあるかを判定する。空き領域の有無は、例えば、空き領域の割合が所定割合以上か否かによって判定される。Ｉ／Ｏ制御部１４１は、空き領域がある場合、処理をステップＳ１２３に進め、空き領域がない場合、処理をステップＳ１２６に進める。

このステップＳ１２２の処理では、例えば、一次キャッシュ１３１に読み出し用のリードキャッシュデータがある場合、それらをすべて削除しても空き領域がないと判定される場合に、Ｎｏと判定される。なお、リードキャッシュデータを削除することで一次キャッシュ１３１に空き領域が生じると判定される場合には、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、一次キャッシュ１３１からリードキャッシュデータを削除して領域を解放した後に、ステップＳ１２３の処理を実行する。

［ステップＳ１２３］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、一次キャッシュ１３１の空き領域に書き込みデータを書き込む。また、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、一次キャッシュ管理テーブル１５１において、書き込みデータの書き込み先ページに対して、仮想ボリュームにおける書き込みデータの論理位置情報を対応付けて登録する。

［ステップＳ１２４］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、仮想ボリュームにおける書き込みデータの書き込み領域に対して、ストレージプールＰＬ１から未割り当てチャンクを割り当てる。具体的には、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、ボリューム管理テーブル１５４において、仮想ボリュームにおける書き込みデータの書き込み領域に対し、割り当てられたチャンクの識別番号を対応付けて登録する。ただし、この時点ではチャンクにはデータが書き込まれず、チャンクが予約されるのみである。

また、このステップＳ１２４において割り当てられるチャンクは、０ライト処理が未完了のチャンクである可能性がある。ステップＳ１２４では、例えば、ストレージプールＰＬ１内の未割り当てチャンクのうち、０ライト処理が未完了のものを除くチャンクが優先的に割り当てられるようにしてもよい。

［ステップＳ１２５］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、データの書き込みが正常に完了したことを示す完了応答をホストサーバ２００に送信する。
［ステップＳ１２６］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、一次キャッシュ管理テーブル１５１に基づき、一次キャッシュ１３１に格納されている、ライトバックが未完了のダーティデータの中から、ライトバック対象データを選択する。例えば、ライトバック対象データは、ダーティデータの中から最終アクセス時刻が最も早いダーティデータが選択される。

［ステップＳ１２７］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、ボリューム管理テーブル１５４に基づき、仮想ボリュームの領域のうち、選択されたダーティデータの書き込み先領域に対して割り当てられているチャンクを特定する。Ｉ／Ｏ制御部１４１は、ストレージプールＰＬ１に対応するビットマップ１５５を参照し、特定されたチャンクが、０ライト処理が未完了のチャンクであるかを判定する。

ここで言う「０ライト処理が未完了」とは、チャンクがＵＮＭＡＰコマンドに応じて０ライト処理の対象となっており、かつ、０ライト処理が完了していない（値「０」が書き込まれていない）ことを示す。ビットマップ１５５におけるこのチャンクに対応するビットの値が「１」の場合、０ライト処理が未完了と判定される。Ｉ／Ｏ制御部１４１は、０ライト処理が未完了の場合、処理をステップＳ１２８に進め、そうでない場合（０ライト処理を実行済みの場合、または０ライト処理の実行対象でない場合）、処理をステップＳ１２９に進める。

［ステップＳ１２８］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、０ライト処理の完了を待つために、一定時間待ち状態になる。そして、一定時間後にステップＳ１２７の処理が再度実行される。
［ステップＳ１２９］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、選択されたライトバック対象データを、一次キャッシュ１３１からチャンクにライトバックする（チャンクに書き込む）。

［ステップＳ１３０］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、一次キャッシュ１３１における、ライトバック対象データが格納されていた領域を解放する。具体的には、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、一次キャッシュ管理テーブル１５１において、ライトバック対象データが格納されていたページに対応付けて登録されている、仮想ボリュームにおけるライトバック対象データの論理位置情報を削除する。

この後、処理はステップＳ１２２に進められる。ステップＳ１３０の領域解放により、書き込みデータを格納するための十分な空き領域が一次キャッシュ１３１に確保された場合には、ステップＳ１２２では「Ｙｅｓ」と判定される。

以上の図１２の処理では、ステップＳ１２７で「Ｙｅｓ」と判定された場合、ライトバック先のチャンクに対する０ライト処理が実行されるまで待ち状態となり、その分だけライトバックにかかる時間が長くなってしまう。このようにライトバックにかかる時間が長くなることで、一次キャッシュ１３１に空き領域を生成するまでの時間が長くなり、その結果、書き込み要求に対する応答に時間がかかってしまう。

特に、図７のように仮想ボリュームの削除に伴って０ライト処理が未完了のチャンクが多数発生し、かつ、図１０のように新たな仮想ボリュームに対して大量のデータ書き込みが要求された場合には、ステップＳ１２７で「Ｙｅｓ」と判定される確率が高くなる。その結果、書き込み要求に対する応答性能が徐々に低下していき、場合によっては応答不能な状態に陥る。

このような問題に対して、本実施の形態では、次の図１３に示すように、ライトバック先のチャンクが、０ライト処理が未完了である場合、ライトバック対象データがチャンクの代わりに二次キャッシュ１３２に格納（退避）される。これにより、０ライト処理がボトルネックになって書き込み要求に対する応答が遅延することを防止する。

図１３は、第２の実施の形態における書き込み制御を示す図である。
図１３において、仮想ボリュームに対するデータの書き込みが要求されたとき（ステップＳ４１）、一次キャッシュ１３１に十分な空き領域が存在せず、ライトバックが必要と判定されたとする。Ｉ／Ｏ制御部１４１は、一次キャッシュ１３１内のダーティデータの中からライトバック対象データを選択する。しかし、選択されたライトバック対象データの書き込み先領域に割り当てられているチャンクが、０ライト処理が未完了のチャンクであったとする（ステップＳ４２）。

この場合、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、選択されたライトバック対象データを、一次キャッシュ１３１から二次キャッシュ１３２に退避させ（ステップＳ４３）、一次キャッシュ１３１に空き領域を確保する。そして、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、書き込みが要求された書き込みデータを一次キャッシュ１３１の空き領域に書き込んで、書き込みが正常に完了したことを示す完了応答をホストサーバ２００に送信する（ステップＳ４４）。

さらに、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、その後の非同期のタイミングで、ライトバック先のチャンクについて０ライト処理が完了したかを判定する。そして、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、０ライト処理が完了した場合に、二次キャッシュ１３２に退避されたライトバック対象データ（退避データ）をチャンクにライトバックする（ステップＳ４５）。

このような処理により、図１１、図１２の比較例のようにライトバック先のチャンクについて０ライト処理が完了するまでライトバックの実行を待つ場合と比較して、一次キャッシュ１３１に空き領域を生成するまでの時間を短縮できる。その結果、ステップＳ４１での書き込み要求に対する応答時間を短縮できる。

例えば、図７のように仮想ボリュームの削除に伴って０ライト処理が未完了のチャンクが多数発生し、かつ、図１０のように新たな仮想ボリュームに対して大量のデータ書き込みが要求された場合でも、書き込み要求に対する応答性能の低下を抑制できる。その結果、ホストサーバ２００からの書き込み要求に応答できない状態になる可能性を低減でき、Ｉ／Ｏ制御の運用の安定性が向上する。

また、図５、図６で説明したように、二次キャッシュ１３２には基本的に、ストレージプールからステージングされたリードキャッシュデータが格納される。これらのリードキャッシュデータは、ライトバック対象データより優先度が低い。なぜなら、ライトバック対象データを一次キャッシュ１３１から移動させることができないと、データの書き込み要求に応答できなくなる。一方、読み出しが要求されたデータに対応するリードキャッシュデータが二次キャッシュ１３２に存在しなくても、要求されたデータはストレージプールから取得可能であり、読み出し要求に応答できるからである。

したがって、ライトバック対象データを二次キャッシュ１３２に退避させる必要が生じたとき、二次キャッシュ１３２に空き領域がない場合でも、二次キャッシュ１３２にリードキャッシュデータが格納されていればそれを消去して、二次キャッシュ１３２に空き領域を確保できる。このため、ライトバック対象データを退避させる必要が生じたとき、そのデータを二次キャッシュ１３２に格納できる可能性は高く、その結果として、書き込み要求に対する応答性能の改善効果が大きくなる。

図１４は、二次キャッシュ管理テーブルの構成例を示す図である。二次キャッシュ管理テーブル１５２は、二次キャッシュ１３２内の各ページに対応するレコードを含む。各レコードには、物理位置、論理位置、退避データフラグおよびアクセス頻度の各情報が含まれる。

物理位置は、二次キャッシュ１３２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、対応するページのアドレス情報があらかじめ登録されている。一方、論理位置、アクセス頻度および退避データフラグの各項目には、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。

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、仮想ボリュームの識別情報と、仮想ボリュームにおける論理アドレス範囲を示す情報とを含む。論理位置の項目には、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。

退避データフラグは、ページに格納されたデータが、一次キャッシュ１３１から退避された退避データであるか、リードキャッシュデータであるかを示すフラグ情報である。ここでは例として、退避データフラグが「１」の場合は退避データであることを示し、「０」の場合はリードキャッシュデータであることを示すものとする。

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。アクセス頻度の項目には、ページに格納されたデータがリードキャッシュデータである場合にのみ、情報が登録される。アクセス頻度の項目には、例えば、ページにリードキャッシュデータが格納されたときに初期値「０」が登録され、ホストサーバ２００から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。後述するように、アクセス頻度は、二次キャッシュ１３２に格納されたリードキャッシュデータの中からどのリードキャッシュを削除するかを判定するために利用される。

図１５は、第２の実施の形態における、仮想ボリュームに対する書き込み処理例を示すフローチャートである。この図１５では、図１２と同じ処理内容のステップには同じステップ番号を付して示している。

本実施の形態では、図１２におけるステップＳ１２８の処理の代わりに、ステップＳ１２８ａの処理が実行される。ステップＳ１２８ａにおいて、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、ライトバック対象データを一次キャッシュ１３１から二次キャッシュ１３２に退避させる退避処理を実行する。その後、処理はステップＳ１３０に進められる。

図１６は、ライトバック対象データの二次キャッシュへの退避処理の例を示すフローチャートである。この図１６の処理は、図１５のステップＳ１２８ａの処理に対応する。
［ステップＳ１４１］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、二次キャッシュ管理テーブル１５２に基づき、ライトバック対象データを格納するだけの空き領域が二次キャッシュ１３２にあるかを判定する。この処理では、リードキャッシュデータと、一次キャッシュ１３１から退避された退避データとを含むデータ全体を除いた二次キャッシュ１３２の空き領域の有無が判定される。例えば、このような空き領域の割合が所定割合以上か否かによって、空き領域の有無が判定される。Ｉ／Ｏ制御部１４１は、空き領域がある場合、処理をステップＳ１４４に進め、空き領域がない場合、処理をステップＳ１４２に進める。

［ステップＳ１４２］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、二次キャッシュ１３２に格納されているリードキャッシュデータの中から、ライトバック対象データの書き込み領域を確保するために削除するリードキャッシュデータを選択する。例えば、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、二次キャッシュ管理テーブル１５２において退避データフラグが「０」のレコード（すなわち、リードキャッシュデータが格納されたページのレコード）の中から、アクセス頻度が最も低いレコードを選択する。選択されたレコードに対応するリードキャッシュデータが、削除の対象となる。

［ステップＳ１４３］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、ステップＳ１４２で選択されたリードキャッシュデータを二次キャッシュ１３２から削除して、そのリードキャッシュデータが格納されていた領域を解放する。

［ステップＳ１４４］Ｉ／Ｏ制御部１４１は、ライトバック対象データを二次キャッシュ１３２に書き込む。ステップＳ１４３が実行された場合には、ステップＳ１４３で解放された領域にライトバック対象データが書き込まれる。また、Ｉ／Ｏ制御部１４１は、二次キャッシュ管理テーブル１５２から、ライトバック対象データの書き込み先ページに対応するレコードを特定する。Ｉ／Ｏ制御部１４１は、特定されたレコードにおいて、ライトバック対象データについての論理位置を登録し、退避データフラグを「１」に設定し、アクセス頻度の項目にＮＵＬＬを設定する。この後、処理が図１５のステップＳ１３０に進められる。

以上の図１６の処理により、ライトバック対象データが一次キャッシュ１３１から二次キャッシュ１３２に退避されて、一次キャッシュ１３１に空き領域が生成される。この場合、ライトバック対象データのライトバック先のチャンクについて０ライト処理が完了するまで待つ場合より、一次キャッシュ１３１に空き領域が生成されるまでの時間が短縮される。その結果、書き込み要求に対する応答時間を短縮することができる。

図１７は、二次キャッシュに退避された退避データのライトバック処理例を示すフローチャートである。図１７の処理は、例えば、一定時間ごとに繰り返し実行される。
［ステップＳ１５１］ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、二次キャッシュ管理テーブル１５２を参照し、一次キャッシュ１３１から退避された退避データが二次キャッシュ１３２に１つでもあるかを判定する。二次キャッシュ管理テーブル１５２に退避フラグが「１」のレコードが１つでもあれば、二次キャッシュ１３２に退避データがあると判定される。ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、退避データがある場合、処理をステップＳ１５２に進め、退避データがない場合、処理を終了する。

［ステップＳ１５２］ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、二次キャッシュ管理テーブル１５２に基づき、退避データが格納されているページを１つ選択する。ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、選択されたページ内の退避データの論理位置に基づき、ボリューム管理テーブル１５４を参照して、退避データの書き込み先の論理記憶領域に対して割り当てられているチャンクを特定する。

ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ビットマップ１５５に基づき、特定されたチャンクについて０ライト処理の実行が完了しているかを判定する。ビットマップ１５５のビットのうち、特定されたチャンクに対応するビットの値が「１」の場合、０ライト処理の実行が未完了と判定され、「０」の場合、０ライト処理の実行が完了していると判定される。ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、０ライト処理の実行が完了している場合、処理をステップＳ１５３に進め、完了していない場合、処理を終了する。

［ステップＳ１５３］ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、ステップＳ１５２で選択されたページに格納されている退避データを、割り当てられているチャンクに書き込む（ライトバックする）。

［ステップＳ１５４］ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、二次キャッシュ管理テーブル１５２から、ステップＳ１５２で選択されたページに対応するレコードを特定する。ＵＮＭＡＰ制御部１４２は、特定されたレコードにおいて、論理位置および退避データフラグをいずれもＮＵＬＬに更新する。これにより、二次キャッシュ１３２上の該当ページが解放され、空き領域となる。

このように、二次キャッシュ１３２に退避された退避データは、ライトバック先のチャンクに０ライト処理が実行されたかが監視され、０ライト処理が実行されると、チャンクにライトバックされる。

なお、上記の各実施の形態に示した装置（例えば、ストレージ制御装置１０、ＣＭ１１０）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）、磁気テープなどがある。光ディスクには、ＣＤ（Compact Disc）、ＤＶＤ（Digital Versatile Disc）、ブルーレイディスク（Blu-ray Disc：ＢＤ、登録商標）などがある。光磁気記録媒体には、ＭＯ（Magneto-Optical disk）などがある。

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。

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、プログラムにしたが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、そのプログラムにしたが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したがった処理を実行することもできる。

以上の各実施の形態に関し、さらに以下の付記を開示する。
（付記１） 一次キャッシュとして使用される第１の記憶部と、
二次キャッシュとして使用される第２の記憶部と、
仮想記憶領域のうちの第１の記憶領域についての解放要求を受信すると、物理記憶領域に含まれる単位記憶領域のうち前記第１の記憶領域に割り当てられている１以上の第１の単位記憶領域を、前記第１の記憶領域から解放して未割り当て状態として管理し、前記解放要求に対して応答し、
前記第１の単位記憶領域の解放とは非同期のタイミングで、前記第１の単位記憶領域のそれぞれに対して０を書き込む上書き処理を実行し、
前記仮想記憶領域に対するデータの書き込み要求を受信するたびに、書き込みが要求された書き込みデータを前記一次キャッシュに格納して前記書き込み要求に対して応答するとともに、前記仮想記憶領域における前記書き込みデータの書き込み先領域に、前記物理記憶領域に含まれる単位記憶領域のうち未割り当て状態の単位記憶領域を割り当てる書き込み処理を実行する、処理部と、
を有し、
前記書き込み処理では、前記書き込み要求を受信したときに前記一次キャッシュの空き領域が足りないと判定された場合、前記一次キャッシュからライトバック対象のデータを選択し、選択されたデータの前記仮想記憶領域における書き込み先領域である第２の記憶領域に対して割り当てられている第２の単位記憶領域が、前記上書き処理が未完了の領域である場合、前記選択されたデータを前記二次キャッシュに退避させて、前記一次キャッシュにおいて前記選択されたデータが記憶されていた第２の記憶領域を解放し、解放された前記第２の記憶領域に前記書き込みデータを書き込み、前記書き込み要求に対して応答する、
ストレージ制御装置。

（付記２） 前記処理部は、さらに、
前記二次キャッシュへの前記選択されたデータの退避とは非同期のタイミングで、前記第２の単位記憶領域に対する前記上書き処理が完了したかを判定し、完了したと判定された場合、前記選択されたデータを前記第２の単位記憶領域にライトバックする、
付記１記載のストレージ制御装置。

（付記３） 前記書き込み処理では、前記二次キャッシュの空き領域が足りないと判定された場合、前記二次キャッシュに格納されているデータのうち、前記物理記憶領域からステージングされたリードキャッシュデータを選択して前記二次キャッシュから削除し、前記削除によって解放された前記二次キャッシュの領域に前記選択されたデータを書き込む、
付記１または２記載のストレージ制御装置。

（付記４） 前記書き込み処理では、前記第２の単位記憶領域が、前記上書き処理を実行済みの領域、または前記上書き処理の対象外の領域である場合、前記選択されたデータを前記第２の単位記憶領域にライトバックして、前記一次キャッシュにおける前記第２の記憶領域を解放し、解放された前記第２の記憶領域に前記書き込みデータを書き込み、前記書き込み要求に対して応答する、
付記１乃至３のいずれか１つに記載のストレージ制御装置。

（付記５） コンピュータに、
仮想記憶領域のうちの第１の記憶領域についての解放要求を受信すると、物理記憶領域に含まれる単位記憶領域のうち前記第１の記憶領域に割り当てられている１以上の第１の単位記憶領域を、前記第１の記憶領域から解放して未割り当て状態として管理し、前記解放要求に対して応答し、
前記第１の単位記憶領域の解放とは非同期のタイミングで、前記第１の単位記憶領域のそれぞれに対して０を書き込む上書き処理を実行し、
前記仮想記憶領域に対するデータの書き込み要求を受信するたびに、書き込みが要求された書き込みデータを一次キャッシュに格納して前記書き込み要求に対して応答するとともに、前記仮想記憶領域における前記書き込みデータの書き込み先領域に、前記物理記憶領域に含まれる単位記憶領域のうち未割り当て状態の単位記憶領域を割り当てる書き込み処理を実行する、
処理を実行させ、
前記書き込み処理では、前記書き込み要求を受信したときに前記一次キャッシュの空き領域が足りないと判定された場合、前記一次キャッシュからライトバック対象のデータを選択し、選択されたデータの前記仮想記憶領域における書き込み先領域である第２の記憶領域に対して割り当てられている第２の単位記憶領域が、前記上書き処理が未完了の領域である場合、前記選択されたデータを二次キャッシュに退避させて、前記一次キャッシュにおいて前記選択されたデータが記憶されていた第２の記憶領域を解放し、解放された前記第２の記憶領域に前記書き込みデータを書き込み、前記書き込み要求に対して応答する、
ストレージ制御プログラム。

（付記６） 前記コンピュータに、
前記二次キャッシュへの前記選択されたデータの退避とは非同期のタイミングで、前記第２の単位記憶領域に対する前記上書き処理が完了したかを判定し、完了したと判定された場合、前記選択されたデータを前記第２の単位記憶領域にライトバックする、
処理をさらに実行させる付記５記載のストレージプログラム。

（付記７） 前記書き込み処理では、前記二次キャッシュの空き領域が足りないと判定された場合、前記二次キャッシュに格納されているデータのうち、前記物理記憶領域からステージングされたリードキャッシュデータを選択して前記二次キャッシュから削除し、前記削除によって解放された前記二次キャッシュの領域に前記選択されたデータを書き込む、
付記５または６記載のストレージ制御プログラム。

（付記８） 前記書き込み処理では、前記第２の単位記憶領域が、前記上書き処理を実行済みの領域、または前記上書き処理の対象外の領域である場合、前記選択されたデータを前記第２の単位記憶領域にライトバックして、前記一次キャッシュにおける前記第２の記憶領域を解放し、解放された前記第２の記憶領域に前記書き込みデータを書き込み、前記書き込み要求に対して応答する、
付記５乃至７のいずれか１つに記載のストレージ制御プログラム。

１ 物理記憶領域
２ 仮想記憶領域
１０ ストレージ制御装置
１１ 第１の記憶部
１１ａ 一次キャッシュ
１２ 第２の記憶部
１２ａ 二次キャッシュ
１３ 処理部
Ｓ１ａ〜Ｓ１ｄ，Ｓ２ａ〜Ｓ２ｇ ステップ

Claims (5)

1. 一次キャッシュとして使用される第１の記憶部と、
   二次キャッシュとして使用される第２の記憶部と、
   仮想記憶領域のうちの第１の記憶領域についての解放要求を受信すると、物理記憶領域に含まれる単位記憶領域のうち前記第１の記憶領域に割り当てられている１以上の第１の単位記憶領域を、前記第１の記憶領域から解放して未割り当て状態として管理し、前記解放要求に対して応答し、
   前記第１の単位記憶領域の解放とは非同期のタイミングで、前記第１の単位記憶領域のそれぞれに対して０を書き込む上書き処理を実行し、
   前記仮想記憶領域に対するデータの書き込み要求を受信するたびに、書き込みが要求された書き込みデータを前記一次キャッシュに格納して前記書き込み要求に対して応答するとともに、前記仮想記憶領域における前記書き込みデータの書き込み先領域に、前記物理記憶領域に含まれる単位記憶領域のうち未割り当て状態の単位記憶領域を割り当てる書き込み処理を実行する、処理部と、
   を有し、
   前記書き込み処理では、前記書き込み要求を受信したときに前記一次キャッシュの空き領域が足りないと判定された場合、前記一次キャッシュからライトバック対象のデータを選択し、選択されたデータの前記仮想記憶領域における書き込み先領域である第２の記憶領域に対して割り当てられている第２の単位記憶領域が、前記上書き処理が未完了の領域である場合、前記選択されたデータを前記二次キャッシュに退避させて、前記一次キャッシュにおいて前記選択されたデータが記憶されていた第２の記憶領域を解放し、解放された前記第２の記憶領域に前記書き込みデータを書き込み、前記書き込み要求に対して応答する、
   ストレージ制御装置。
2. 前記処理部は、さらに、
   前記二次キャッシュへの前記選択されたデータの退避とは非同期のタイミングで、前記第２の単位記憶領域に対する前記上書き処理が完了したかを判定し、完了したと判定された場合、前記選択されたデータを前記第２の単位記憶領域にライトバックする、
   請求項１記載のストレージ制御装置。
3. 前記書き込み処理では、前記二次キャッシュの空き領域が足りないと判定された場合、前記二次キャッシュに格納されているデータのうち、前記物理記憶領域からステージングされたリードキャッシュデータを選択して前記二次キャッシュから削除し、前記削除によって解放された前記二次キャッシュの領域に前記選択されたデータを書き込む、
   請求項１または２記載のストレージ制御装置。
4. 前記書き込み処理では、前記第２の単位記憶領域が、前記上書き処理を実行済みの領域、または前記上書き処理の対象外の領域である場合、前記選択されたデータを前記第２の単位記憶領域にライトバックして、前記一次キャッシュにおける前記第２の記憶領域を解放し、解放された前記第２の記憶領域に前記書き込みデータを書き込み、前記書き込み要求に対して応答する、
   請求項１乃至３のいずれか１項に記載のストレージ制御装置。
5. コンピュータに、
   仮想記憶領域のうちの第１の記憶領域についての解放要求を受信すると、物理記憶領域に含まれる単位記憶領域のうち前記第１の記憶領域に割り当てられている１以上の第１の単位記憶領域を、前記第１の記憶領域から解放して未割り当て状態として管理し、前記解放要求に対して応答し、
   前記第１の単位記憶領域の解放とは非同期のタイミングで、前記第１の単位記憶領域のそれぞれに対して０を書き込む上書き処理を実行し、
   前記仮想記憶領域に対するデータの書き込み要求を受信するたびに、書き込みが要求された書き込みデータを一次キャッシュに格納して前記書き込み要求に対して応答するとともに、前記仮想記憶領域における前記書き込みデータの書き込み先領域に、前記物理記憶領域に含まれる単位記憶領域のうち未割り当て状態の単位記憶領域を割り当てる書き込み処理を実行する、
   処理を実行させ、
   前記書き込み処理では、前記書き込み要求を受信したときに前記一次キャッシュの空き領域が足りないと判定された場合、前記一次キャッシュからライトバック対象のデータを選択し、選択されたデータの前記仮想記憶領域における書き込み先領域である第２の記憶領域に対して割り当てられている第２の単位記憶領域が、前記上書き処理が未完了の領域である場合、前記選択されたデータを二次キャッシュに退避させて、前記一次キャッシュにおいて前記選択されたデータが記憶されていた第２の記憶領域を解放し、解放された前記第２の記憶領域に前記書き込みデータを書き込み、前記書き込み要求に対して応答する、
   ストレージ制御プログラム。

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