JP2021174463A - Ｒａｉｄ制御装置、ｒａｉｄ制御方法及びプログラム - Google Patents
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Abstract
【課題】第１の記憶装置に障害が発生した場合であっても、ＲＡＩＤを早期に復旧させるとともに、第１の記憶装置が記憶するデータの更新が連続して発生する場合であっても、第１の記憶装置が記憶するデータを第２の記憶装置にコピーする処理の負荷を小さくするＲＡＩＤ制御装置、ＲＡＩＤ制御方法及びプログラムを提供する。【解決手段】ＲＡＩＤ制御装置は、所定の条件を満たした場合に、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）を構成する第１の記憶装置のデータを、スペア用の第２の記憶装置にコピーし、前記第１の記憶装置に異常が発生した場合に、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーされていないデータのみを、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーする処理部を備える。【選択図】図１
Description
本発明は、ＲＡＩＤ制御装置、ＲＡＩＤ制御方法及びプログラムに関する。
特許文献１では、第１の記憶装置と、その第１の記憶装置のバックアップを記憶する第２の記憶装置を備えるストレージシステムについて開示されている。この特許文献１では、第１の記憶装置が記憶するデータを、第２の記憶装置にコピーしておくことにより、第１の記憶装置に障害が発生した場合であっても、第２の記憶装置にコピーされたデータを用いて、ストレージシステムの機能を維持することについて開示されている。
また、特許文献２でも、第１の記憶装置と、その第１の記憶装置のバックアップを記憶する第２の記憶装置を備えるストレージシステムについて開示されている。この特許文献２では、第１の記憶装置のデータの更新要求を受けた場合であって、第１の記憶装置のデータが、第２の記憶装置にコピーされていない場合には、第１の記憶装置のデータを、優先的に、第２の記憶装置にコピーすることについて開示されている。
しかし、特許文献１や特許文献２では、第１の記憶装置が記憶するデータの更新が連続して発生する場合には、何度も、第１の記憶装置が記憶するデータを、第２の記憶装置にコピーする必要があり、そのコピーの処理の負荷が大きくなる。
そこで、この発明は、上述の課題を解決するＲＡＩＤ制御装置、ＲＡＩＤ制御方法及びプログラムを提供することを目的としている。
本発明の第１の態様は、所定の条件を満たした場合に、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）を構成する第１の記憶装置のデータを、スペア用の第２の記憶装置にコピーし、前記第１の記憶装置に異常が発生した場合に、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーされていないデータのみを、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーする処理部を備えるＲＡＩＤ制御装置である。
また、本発明の第２の態様は、所定の条件を満たした場合に、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）を構成する第１の記憶装置のデータを、スペア用の第２の記憶装置にコピーし、前記第１の記憶装置に異常が発生した場合に、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーされていないデータのみを、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーするＲＡＩＤ制御方法である。
また、本発明の第３の態様は、ＲＡＩＤ制御装置のコンピュータを、所定の条件を満たした場合に、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）を構成する第１の記憶装置のデータを、スペア用の第２の記憶装置にコピーし、前記第１の記憶装置に異常が発生した場合に、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーされていないデータのみを、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーする処理手段として機能させるプログラムである。
本発明によれば、第１の記憶装置に障害が発生した場合であっても、ＲＡＩＤを早期に復旧させることができるとともに、第１の記憶装置が記憶するデータの更新が連続して発生する場合であっても、第１の記憶装置が記憶するデータを第２の記憶装置にコピーする処理の負荷を小さくすることができる。
以下、本発明のいくつかの実施形態を、図面を参照して説明する。
［第１の実施形態］
始めに、第１の実施形態について説明する。
始めに、第１の実施形態について説明する。
図１は、第１の実施形態におけるストレージ装置１００ａのハードウェア構成等を示す図である。
ストレージ装置１００ａ（ＲＡＩＤ制御装置とも称する）は、インタフェース制御部１１０と、マイクロプロセッサ１２０ａ（処理部とも称する）と、制御用メモリ１３０ａと、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）制御部１４０と、物理ディスク１５−１〜１５−Ｍ（Ｍは自然数）により構成されている。ストレージ装置１００ａは、インタフェース制御部１１０を介してホストコンピュータ１６０と接続される。
ストレージ装置１００ａ（ＲＡＩＤ制御装置とも称する）は、インタフェース制御部１１０と、マイクロプロセッサ１２０ａ（処理部とも称する）と、制御用メモリ１３０ａと、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）制御部１４０と、物理ディスク１５−１〜１５−Ｍ（Ｍは自然数）により構成されている。ストレージ装置１００ａは、インタフェース制御部１１０を介してホストコンピュータ１６０と接続される。
ＲＡＩＤ制御部１４０は、物理ディスク１５−１〜１５−Ｍと接続され、ＲＡＩＤの構成を管理する。また、ＲＡＩＤ制御部１４０は、マイクロプロセッサ１２０ａのデータ入出力指示に基づき、インタフェース制御部１１０と情報のやり取りを行う。
マイクロプロセッサ１２０ａは、更新管理部１２１ａおよびコピー部１２２ａを備える。更新管理部１２１ａは、ＲＡＩＤへのデータ更新が発生した際に、後述する更新管理テーブル１３１とコピーマップ１３２の更新を行う。また、更新管理部１２１ａは、定期的に更新管理テーブル１３１の確認を行い、コピーマップ１３２の更新を行う。
コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２を定期的にチェックし、必要に応じてＲＡＩＤからスペアディスクへのコピーを行う。また、コピー部１２２ａは、ＲＡＩＤ修復時にもコピーマップ１３２をチェックしながら、ＲＡＩＤからスペアディスクへのコピーを行う。
マイクロプロセッサ１２０ａは、更新管理部１２１ａおよびコピー部１２２ａを備える。更新管理部１２１ａは、ＲＡＩＤへのデータ更新が発生した際に、後述する更新管理テーブル１３１とコピーマップ１３２の更新を行う。また、更新管理部１２１ａは、定期的に更新管理テーブル１３１の確認を行い、コピーマップ１３２の更新を行う。
コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２を定期的にチェックし、必要に応じてＲＡＩＤからスペアディスクへのコピーを行う。また、コピー部１２２ａは、ＲＡＩＤ修復時にもコピーマップ１３２をチェックしながら、ＲＡＩＤからスペアディスクへのコピーを行う。
制御用メモリ１３０ａは、更新管理テーブル１３１と、コピーマップ１３２と、ＲＡＩＤ対応テーブル１３３を記憶する。更新管理テーブル１３１では、ＲＡＩＤの該当領域にデータ更新が発生したタイミングが記憶される。コピーマップ１３２では、ＲＡＩＤとスペアディスク間でのコピー要否の状態が管理される。ＲＡＩＤ対応テーブル１３３では、ＲＡＩＤとスペアディスクの対応関係が記憶される。
図２Ａ〜図２Ｃは、第１の実施形態における制御用メモリ１３０ａが記憶するデータの一例を示す図である。第１の実施形態では、制御用メモリ１３０ａは、更新管理テーブル１３１と、コピーマップ１３２と、ＲＡＩＤ対応テーブル１３３を記憶する。
図２Ａに示す更新管理テーブル１３１は、ストレージ装置１００ａ内に構成されたＲＡＩＤグループ＃０〜＃Ｎ（Ｎは、自然数）と、物理ディスクが有する記憶領域であるＳｔｒｉｐ＃０〜Ｓｔｒｉｐ＃Ｐ（Ｐは、自然数）のそれぞれの組み合わせごとに、ユニークＩＤ（ｕｎｉｑｕｅ ＩＤ）を記憶する。例えば、図２Ａでは、更新管理テーブル１３１は、ＲＡＩＤグループ＃０と、Ｓｔｒｉｐ＃０の組み合わせとして、ユニークＩＤ“１８００”を記憶している場合を示している。
図２Ｂに示すコピーマップ１３２は、物理ディスクを示すＰＤ＃０〜ＰＤ＃Ｍ（Ｍは、自然数）と、物理ディスクが有する記憶領域であるＳｔｒｉｐ＃０〜Ｓｔｒｉｐ＃Ｐのそれぞれの組み合わせごとに、コピーステート値を記憶する。コピーステート値は、“０”、“１”、“２”のいずれかの値をとる。例えば、図２Ｂでは、コピーマップ１３２は、ＰＤ＃０と、Ｓｔｒｉｐ＃０の組み合わせとして、コピーステート値“０”を記憶している場合を示している。
図２Ｃに示すＲＡＩＤ対応テーブル１３３は、ストレージ装置１００ａ内に構成されたＲＡＩＤグループ＃０〜＃Ｎと、ディスク（物理ディスク、スペアディスク）との関係を記憶している。例えば、図２Ｃでは、ＲＡＩＤ対応テーブル１３３は、ＲＡＩＤグループ＃０が、物理ディスク１５−１及び１５−２であるＰＤ＃０及びＰＤ＃１（第１の記憶装置とも称する）と、スペアディスクとして機能する物理ディスク１５−３であるＰＤ＃２（第２の記憶装置とも称する）から構成されることを示している。第１の実施形態では、ＲＡＩＤグループ＃０が用いられる場合について説明する。
図３は、第１の実施形態におけるコピーマップ１３２が記憶するコピーステート値について説明する図である。図３において、コピーステート値“０”は、「ＲＡＩＤとスペアディスクでデータが不一致であり、コピー対象外の領域」であることを意味している。
また、コピーステート値“１”は、「ＲＡＩＤからスペアディスクへのコピーが必要な領域」であることを意味している。
また、コピーステート値“２”は、「ＲＡＩＤとスペアディスクでデータが一致している領域」であることを意味している。
また、コピーステート値“１”は、「ＲＡＩＤからスペアディスクへのコピーが必要な領域」であることを意味している。
また、コピーステート値“２”は、「ＲＡＩＤとスペアディスクでデータが一致している領域」であることを意味している。
図４は、第１の実施形態におけるストレージ装置１００ａの初期状態を示す図である。図４では、更新管理部１２１ａには、ユニークＩＤとして“４００”が設定されており、閾値として“１２００”が設定されている。
更新管理部１２１ａは、更新管理テーブル１３１、コピーマップ１３２を制御する。また、コピー部１２２ａは、ＲＡＩＤ４００、物理ディスク１５−３、コピーマップ１３２を制御する。
更新管理部１２１ａは、更新管理テーブル１３１、コピーマップ１３２を制御する。また、コピー部１２２ａは、ＲＡＩＤ４００、物理ディスク１５−３、コピーマップ１３２を制御する。
ここでは、物理ディスク１５−１および物理ディスク１５−２を使用し、ミラーリング（ＲＡＩＤ１とも呼ばれる）で作成されたＲＡＩＤ４００が構築されている。物理ディスク１５−１、物理ディスク１５−２は、コピーマップ１３２（図２Ｂ参照）およびＲＡＩＤ対応テーブル１３３（図２Ｃ参照）におけるＰＤ＃０、ＰＤ＃１に対応する。
ＲＡＩＤ４００を構成する物理ディスク１５−１および物理ディスク１５−２の記憶領域には、それぞれ、データ“Ａ０”、“Ｂ０”、“Ｃ０”、“Ｄ０”、“Ｅ０”、“Ｆ０”が記憶されている。例えば、データ“Ａ０”、“Ｂ０”、“Ｃ０”、“Ｄ０”、“Ｅ０”、“Ｆ０”は、更新管理テーブル１３１（図２Ａ参照）およびコピーマップ１３２（図２Ｂ参照）におけるＳｔｒｉｐ＃０〜＃５に記憶される。
第１の実施形態では、ＲＡＩＤ４００に対し、物理ディスク１５−３をスペアディスクとして用いる。物理ディスク１５−３は、コピーマップ１３２（図２Ｂ参照）およびＲＡＩＤ対応テーブル１３３（図２Ｃ参照）におけるＰＤ＃２に対応する。
第１の実施形態では、ＲＡＩＤ４００に対し、物理ディスク１５−３をスペアディスクとして用いる。物理ディスク１５−３は、コピーマップ１３２（図２Ｂ参照）およびＲＡＩＤ対応テーブル１３３（図２Ｃ参照）におけるＰＤ＃２に対応する。
ＲＡＩＤ４００に対応する更新管理テーブル１３１を用い、スペアディスクである物理ディスク１５−３に対してコピーマップ１３２を用いる。更新管理テーブル１３１およびコピーマップ１３２には、初期値としてコピーステート値“０”が設定されている。更新管理部１２１ａは、図２Ｂのコピーマップ１３２が記憶するユニークＩＤを管理し、定期的にユニークＩＤをカウントアップする。例えば、更新管理部１２１ａは、現在時刻を使用して、所定時間が経過する度に、ユニークＩＤをカウントアップしたり、ストレージ装置１００ａが起動してからの経過時間を使用してユニークＩＤをカウントアップしたりする。ここでは、ストレージ装置１００ａが起動してからの秒数をユニークＩＤとして使用する場合について説明する。
図５は、図４に示す状態から、ＲＡＩＤ４００が記憶するデータが更新される場合について説明する図である。図５では、更新管理部１２１ａには、ユニークＩＤとして“６００”が設定されており、閾値として“１２００”が設定されている。
図４において物理ディスク１５−１および物理ディスク１５−２に記憶されていたデータ“Ｃ０”が、図５では、データ“Ｃ１”に更新される。
図４において物理ディスク１５−１および物理ディスク１５−２に記憶されていたデータ“Ｃ０”が、図５では、データ“Ｃ１”に更新される。
ディスクアレイ装置であるＲＡＩＤ４００にデータの更新が発生すると、更新管理部１２１ａは、現在のユニークＩＤを更新管理テーブル１３１に書き込み、どのタイミングでデータ更新が発生したかを記憶する。また、更新管理部１２１ａは、コピーマップ１３２にコピーステート値“０”を書き込むことにより、ＲＡＩＤ４００と、スペアディスクである物理ディスク１５−３との間でデータが不一致であり、コピー対象外の領域であることを記憶させる。
図６は、図５に示す状態から、データの更新が発生するとともに、定期チェックが行われる場合について説明する図である。図６では、更新管理部１２１ａには、ユニークＩＤとして“４０００”が設定されており、閾値として“１２００”が設定されている。
ここでは、ユニークＩＤが、“１２００”、“１８００”、“２４００”、“３０００”、“３６００”の時に、“Ｂ１”、“Ｅ１”、“Ａ１”、“Ｄ１”、“Ｆ１”のデータ更新が発生する場合について説明する。また、ユニークＩＤが“４０００”の時に、更新管理部１２１ａの定期チェックが行われる場合について説明する。
ここでは、ユニークＩＤが、“１２００”、“１８００”、“２４００”、“３０００”、“３６００”の時に、“Ｂ１”、“Ｅ１”、“Ａ１”、“Ｄ１”、“Ｆ１”のデータ更新が発生する場合について説明する。また、ユニークＩＤが“４０００”の時に、更新管理部１２１ａの定期チェックが行われる場合について説明する。
更新管理部１２１ａが定期的に更新管理テーブル１３１のチェックを行う際には、更新管理部１２１ａは、現在のユニークＩＤと、更新管理テーブル１３１に記憶されている値との差分をとり、その差分が閾値を越えているかをチェックする。もし閾値を越えていた場合は、更新管理部１２１ａは、コピーマップ１３２のコピーステート値を、“０”から、ＲＡＩＤ４００からスペアディスクへのコピーが必要な事を示す値“１”に変更する。
図６では、データ“Ａ１”の領域については、現在のユニークＩＤとの差分が“１６００”（＝４０００−２４００）であり、閾値である“１２００”を超えているので、更新管理部１２１ａは、コピーマップ１３２の値を、“０”から“１”に変更する。データ“Ｄ１”の領域については、現在のユニークＩＤとの差分が“１０００”（＝４０００−３０００）であり、閾値である“１２００”を超えていないので、更新管理部１２１ａは、コピーマップ１３２のコピーステート値は変更しない。
図７は、図６に示す状態から、コピー部１２２ａによるコピー処理が実行される場合について説明する図である。図７では、更新管理部１２１ａには、ユニークＩＤとして“４０００”が設定されており、閾値として“１２００”が設定されている。
コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２のコピーステート値を確認し、コピーステート値が“１”の領域を見つけると、ＲＡＩＤ４００からスペアディスク（つまり、物理ディスク１５−３）にデータのコピーを行う。その後、コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２のコピーステート値を、ＲＡＩＤ４００とスペアディスクでデータが一致していることを示す値である“２”に変更する。
ここで、コピー部１２２ａがスペアディスクへのコピーを完了する前に新たなデータ更新処理を受け取った場合（例えば図６において、データ“Ａ１”が“Ａ２”に更新された場合）は、更新管理部１２１ａによってコピーマップ１３２のコピーステート値が“０”に更新されるため、ＲＡＩＤ４００からスペアディスクへのコピー対象から除外される。
図８は、図７に示す状態から、ＲＡＩＤ４００を構成する物理ディスク１５−１が縮退した場合に、スペアディスクである物理ディスク１５−３を使用して、ＲＡＩＤ４００の修復処理を行う場合について説明する図である。図８では、更新管理部１２１ａには、ユニークＩＤとして“４１００”が設定されており、閾値として“１２００”が設定されている。
ＲＡＩＤ４００の状態を維持するためには、ＲＡＩＤ４００を構成している物理ディスク１５−２のデータと、スペアディスクである物理ディスク１５−３のデータを一致させる必要がある。コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２を参照し、コピーステート値が“０”または“１”である場合は、物理ディスク１５−２から物理ディスク１５−３へデータのコピーを行う。コピーマップ１３２の値が“２”である場合は、すでに物理ディスク１５−２と物理ディスク１５−３のデータは一致している状態なので、データのコピーは不要となる。
図９は、第１の実施形態における更新管理部１２１ａによるデータ更新処理を示すフローチャートである。
始めに、更新管理部１２１ａは、インタフェース制御部１１０を介してホストコンピュータ１６０から、データ更新要求を受信したか否かについて判定する（ステップＳ９０１）。データ更新要求を受信していない場合には（ステップＳ９０１でＮｏ）、更新管理部１２１ａは、所定時間の経過後に、再度、ステップＳ９０１の処理を行う。
一方、データ更新要求を受信した場合には（ステップＳ９０１でＹｅｓ）、更新管理部１２１ａは、ＲＡＩＤ制御部１４０を介して、ＲＡＩＤ４００を構成する物理ディスク１５−１および物理ディスク１５−２のデータの更新を行う（ステップＳ９０２）。
始めに、更新管理部１２１ａは、インタフェース制御部１１０を介してホストコンピュータ１６０から、データ更新要求を受信したか否かについて判定する（ステップＳ９０１）。データ更新要求を受信していない場合には（ステップＳ９０１でＮｏ）、更新管理部１２１ａは、所定時間の経過後に、再度、ステップＳ９０１の処理を行う。
一方、データ更新要求を受信した場合には（ステップＳ９０１でＹｅｓ）、更新管理部１２１ａは、ＲＡＩＤ制御部１４０を介して、ＲＡＩＤ４００を構成する物理ディスク１５−１および物理ディスク１５−２のデータの更新を行う（ステップＳ９０２）。
次に、更新管理部１２１ａは、更新管理テーブル１３１に現在のユニークＩＤの値を登録する（ステップＳ９０３）。
次に、更新管理部１２１ａは、コピーマップ１３２のコピーステート値を“０”に更新し（ステップＳ９０４）、図９のフローチャートによる処理を終了する。
次に、更新管理部１２１ａは、コピーマップ１３２のコピーステート値を“０”に更新し（ステップＳ９０４）、図９のフローチャートによる処理を終了する。
図１０は、第１の実施形態における更新管理部１２１ａによる更新管理テーブルチェック処理を示すフローチャートである。
始めに、更新管理部１２１ａは、どの領域に対して更新管理テーブル１３１のチェックを行うか決定する（ステップＳ１００１）。例えば、更新管理部１２１ａは、ＲＡＩＤ４００の若いアドレスから順に検索しながら、チェックを行う領域を決定する。
始めに、更新管理部１２１ａは、どの領域に対して更新管理テーブル１３１のチェックを行うか決定する（ステップＳ１００１）。例えば、更新管理部１２１ａは、ＲＡＩＤ４００の若いアドレスから順に検索しながら、チェックを行う領域を決定する。
次に、更新管理部１２１ａは、更新管理テーブル１３１に記憶されている値と、更新管理部１２１ａが記憶している現在のユニークＩＤの値の差分を計算する（ステップＳ１００２）。
次に、更新管理部１２１ａは、ステップＳ１００２で計算した差分が、更新管理部１２１ａが記憶している閾値を越えているか否かを判定する（ステップＳ１００３）。計算した差分が閾値を越えていると判定した場合には（ステップＳ１００３でＹｅｓ）、更新管理部１２１ａは、コピーマップ１３２のコピーステート値を、“０”から“１”に更新し（ステップＳ１００４）、ステップＳ１００５の処理を行う。
一方、計算した差分が閾値を越えていないと判定した場合にも（ステップＳ１００３でＮｏ）、更新管理部１２１ａは、ステップＳ１００５の処理を行う。
次に、更新管理部１２１ａは、ステップＳ１００２で計算した差分が、更新管理部１２１ａが記憶している閾値を越えているか否かを判定する（ステップＳ１００３）。計算した差分が閾値を越えていると判定した場合には（ステップＳ１００３でＹｅｓ）、更新管理部１２１ａは、コピーマップ１３２のコピーステート値を、“０”から“１”に更新し（ステップＳ１００４）、ステップＳ１００５の処理を行う。
一方、計算した差分が閾値を越えていないと判定した場合にも（ステップＳ１００３でＮｏ）、更新管理部１２１ａは、ステップＳ１００５の処理を行う。
つまり、更新管理部１２１ａは、更新管理テーブル１３１の全領域のチェックが終了したか否かについて判定する（ステップＳ１００５）。更新管理テーブル１３１の全領域のチェックが終了したと判定した場合には（ステップＳ１００５でＹｅｓ）、更新管理部１２１ａは、図１０に示すフローチャートの処理を終了する。
一方、更新管理テーブル１３１の全領域のチェックが終了していないと判定した場合には（ステップＳ１００５でＮｏ）、更新管理部１２１ａは、ステップＳ１００１の処理を再度行うことにより、更新管理テーブル１３１の次の領域のチェックを行う。
一方、更新管理テーブル１３１の全領域のチェックが終了していないと判定した場合には（ステップＳ１００５でＮｏ）、更新管理部１２１ａは、ステップＳ１００１の処理を再度行うことにより、更新管理テーブル１３１の次の領域のチェックを行う。
図１１は、第１の実施形態におけるコピー部１２２ａによるコピー処理を示すフローチャートである。
始めに、コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２のどの領域に対してチェックを行うか決定する（ステップＳ１１０１）。例えば、コピー部１２２ａは、図２Ｂのコピーマップ１３２において、Ｓｔｒｉｐ＃ＰのＰの数字が小さい順に、チェックを行う。
始めに、コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２のどの領域に対してチェックを行うか決定する（ステップＳ１１０１）。例えば、コピー部１２２ａは、図２Ｂのコピーマップ１３２において、Ｓｔｒｉｐ＃ＰのＰの数字が小さい順に、チェックを行う。
次に、コピー部１２２ａは、ステップＳ１１０１でチェックを行うと決定した領域におけるコピーマップ１３２のコピーステート値が“１”であるか否かについて判定する（ステップＳ１１０２）。ステップＳ１１０１でチェックを行うと決定した領域におけるコピーマップ１３２のコピーステート値が“１”ではないと判定した場合には（ステップＳ１１０２でＮｏ）、コピー部１２２ａは、後述するステップＳ１１０５の処理を行う。
一方、ステップＳ１１０１でチェックを行うと決定した領域におけるコピーマップ１３２のコピーステート値が“１”であると判定した場合には（ステップＳ１１０２でＹｅｓ）、コピー部１２２ａは、ＲＡＩＤ４００のデータを、スペアディスクである物理ディスク１５−３にコピーする（ステップＳ１１０３）。
次に、コピー部１２２ａは、ステップＳ１１０１でチェックを行うと決定した領域におけるコピーマップ１３２のコピーステート値を“２”に設定し（ステップＳ１１０４）、ステップＳ１１０５の処理を行う。
つまり、コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２の全領域のチェックが終了したか否かについて判定する（ステップＳ１１０５）。コピーマップ１３２の全領域のチェックが終了したと判定した場合には（ステップＳ１１０５でＹｅｓ）、コピー部１２２ａは、図１１に示すフローチャートの処理を終了する。
一方、コピーマップ１３２の全領域のチェックが終了していないと判定した場合には（ステップＳ１１０５でＮｏ）、コピー部１２２ａは、ステップＳ１１０１の処理を再度行うことにより、コピーマップ１３２の次の領域のチェックを行う。
つまり、コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２の全領域のチェックが終了したか否かについて判定する（ステップＳ１１０５）。コピーマップ１３２の全領域のチェックが終了したと判定した場合には（ステップＳ１１０５でＹｅｓ）、コピー部１２２ａは、図１１に示すフローチャートの処理を終了する。
一方、コピーマップ１３２の全領域のチェックが終了していないと判定した場合には（ステップＳ１１０５でＮｏ）、コピー部１２２ａは、ステップＳ１１０１の処理を再度行うことにより、コピーマップ１３２の次の領域のチェックを行う。
図１２は、第１の実施形態におけるコピー部１２２ａによるＲＡＩＤ修復処理を示すフローチャートである。
始めに、コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２のどの領域に対してチェックを行うかを決定する（ステップＳ１２０１）。例えば、コピー部１２２ａは、図２Ｂのコピーマップ１３２において、Ｓｔｒｉｐ＃ＰのＰの数字が小さい順に、チェックを行う。
始めに、コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２のどの領域に対してチェックを行うかを決定する（ステップＳ１２０１）。例えば、コピー部１２２ａは、図２Ｂのコピーマップ１３２において、Ｓｔｒｉｐ＃ＰのＰの数字が小さい順に、チェックを行う。
次に、コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２のコピーステート値が“２”であるか判定する（ステップＳ１２０２）。コピーマップ１３２のコピーステート値が“２”である場合には（ステップＳ１２０２でＹｅｓ）、コピー部１２２ａは、後述するステップＳ１２０４の処理を行う。
一方、コピーマップ１３２のコピーステート値が“２”ではない場合には（ステップＳ１２０２でＮｏ）、コピー部１２２ａは、ＲＡＩＤ４００から、スペアディスクである物理ディスク１５−３にデータをコピーし（ステップＳ１２０３）、ステップＳ１２０４の処理を行う。
一方、コピーマップ１３２のコピーステート値が“２”ではない場合には（ステップＳ１２０２でＮｏ）、コピー部１２２ａは、ＲＡＩＤ４００から、スペアディスクである物理ディスク１５−３にデータをコピーし（ステップＳ１２０３）、ステップＳ１２０４の処理を行う。
つまり、コピー部１２２ａは、コピーマップ１３２の全領域のチェックが終了したか否かについて判定する（ステップＳ１２０４）。コピーマップ１３２の全領域のチェックが終了したと判定した場合には（ステップＳ１２０４でＹｅｓ）、コピー部１２２ａは、図１２に示すフローチャートの処理を終了する。
一方、コピーマップ１３２の全領域のチェックが終了していないと判定した場合には（ステップＳ１２０４でＮｏ）、コピー部１２２ａは、ステップＳ１２０１の処理を再度行うことにより、コピーマップ１３２の次の領域のチェックを行う。
一方、コピーマップ１３２の全領域のチェックが終了していないと判定した場合には（ステップＳ１２０４でＮｏ）、コピー部１２２ａは、ステップＳ１２０１の処理を再度行うことにより、コピーマップ１３２の次の領域のチェックを行う。
第１の実施形態によれば、事前に（つまり、ＲＡＩＤ４００に縮退などの異常が生じる前に）、スペアディスクである物理ディスク１５−３に、ＲＡＩＤ４００のデータをコピーしておくことで、ＲＡＩＤ４００の修復を行う際の時間を短くすることができる。
この時、コピー部１２２ａは、スペアディスクへのコピーを、ホストＩ／Ｏ（Ｉｎｐｕｔ／Ｏｕｔｐｕｔ）とは非同期に実行するため、ホストＩ／Ｏへの影響を抑えることができる。
また、コピー部１２２ａは、スペアディスクへのコピーを、ＲＡＩＤ４００の更新頻度が少ない領域に対してのみ行うことで、ＲＡＩＤ４００を構成する物理ディスク１５−１および１５−２や、スペアディスクである物理ディスク１５−３へのアクセス負荷を抑えることができる。
この時、コピー部１２２ａは、スペアディスクへのコピーを、ホストＩ／Ｏ（Ｉｎｐｕｔ／Ｏｕｔｐｕｔ）とは非同期に実行するため、ホストＩ／Ｏへの影響を抑えることができる。
また、コピー部１２２ａは、スペアディスクへのコピーを、ＲＡＩＤ４００の更新頻度が少ない領域に対してのみ行うことで、ＲＡＩＤ４００を構成する物理ディスク１５−１および１５−２や、スペアディスクである物理ディスク１５−３へのアクセス負荷を抑えることができる。
第１の実施形態によれば、ＲＡＩＤ４００を構成する物理ディスクに縮退などの障害が発生した場合に、ＲＡＩＤ４００から、スペアディスクに全てのデータをコピーするのではなく、スペアディスクに保存されていないデータのみを、ＲＡＩＤ４００からスペアディスクに保存するようにすることにより、ＲＡＩＤ４００からスペアディスクにコピーするデータの量を少なくすることができ、ＲＡＩＤ４００を早期に復旧することができる。
また、ＲＡＩＤ４００を構成する物理ディスクが記憶するデータの更新が連続して発生する場合であっても、ＲＡＩＤ４００からスペアディスクである物理ディスク１５−３へのデータのコピーは、所定の条件が満たされた場合（つまり、図１２のステップＳ１２０２でＮｏと判定された場合）に行われるため、ＲＡＩＤ４００のデータが更新される度に、そのデータを、スペアディスクにコピーする必要が無くなり、ＲＡＩＤ４００を構成する物理ディスクからスペアディスクへデータをコピーする処理の負荷を小さくすることができる。
［第２の実施形態］
次に、第２の実施形態について説明する。
次に、第２の実施形態について説明する。
図１３は、第２の実施形態におけるストレージ装置１００ｂのハードウェア構成等を示す図である。第２の実施形態におけるストレージ装置１００ｂは、マイクロプロセッサ１２０ｂ、制御用メモリ１３０ｂを備える点において、マイクロプロセッサ１２０ａ、制御用メモリ１３０ａを備える第１の実施形態におけるストレージ装置１００ａ（図１参照）とは異なる。
第２の実施形態によるストレージ装置１００ｂが、第１の実施形態によるストレージ装置１００ａ（図１参照）と同様の構成を有する部分については、それらの説明を省略する。
ストレージ装置１００ｂは、複数のＲＡＩＤと、スペアディスクを用いる。
第２の実施形態によるストレージ装置１００ｂが、第１の実施形態によるストレージ装置１００ａ（図１参照）と同様の構成を有する部分については、それらの説明を省略する。
ストレージ装置１００ｂは、複数のＲＡＩＤと、スペアディスクを用いる。
第１の実施形態によるストレージ装置１００ａは、制御用メモリ１３０ａを備えていたが、第２の実施形態によるストレージ装置１００ｂは、制御用メモリ１３０ｂを備えている。
制御用メモリ１３０ｂは、更新管理テーブル１４１と、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２と、ＲＡＩＤ対応テーブル１４３と、スペア対応テーブル１４４を記憶する。ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２は、第１の実施形態で用いたコピーマップ１３２（図２Ｂ）を拡張したものであり、コピー要否の状態管理に加えて、コピー元のＲＡＩＤ情報も管理する。スペア対応テーブル１４４は、スペアディスクとＲＡＩＤの対応関係を記憶する。
制御用メモリ１３０ｂは、更新管理テーブル１４１と、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２と、ＲＡＩＤ対応テーブル１４３と、スペア対応テーブル１４４を記憶する。ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２は、第１の実施形態で用いたコピーマップ１３２（図２Ｂ）を拡張したものであり、コピー要否の状態管理に加えて、コピー元のＲＡＩＤ情報も管理する。スペア対応テーブル１４４は、スペアディスクとＲＡＩＤの対応関係を記憶する。
図１４Ａ〜図１４Ｄは、第２の実施形態における制御用メモリ１３０ｂが記憶するデータの一例を示す図である。第２の実施形態では、制御用メモリ１３０ｂは、更新管理テーブル１４１と、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２と、ＲＡＩＤ対応テーブル１４３と、スペア対応テーブル１４４を記憶する。
図１４Ａに示す更新管理テーブル１４１は、ストレージ装置１００ｂ内に構成されたＲＡＩＤグループ＃０〜＃Ｎと、物理ディスクが有する記憶領域であるＳｔｒｉｐ＃０〜Ｓｔｒｉｐ＃Ｐのそれぞれの組み合わせごとに、ユニークＩＤを記憶する。例えば、図１４Ａでは、更新管理テーブル１４１は、ＲＡＩＤグループ＃０と、Ｓｔｒｉｐ＃０の組み合わせとして、ユニークＩＤ“１８００”を記憶している場合を示している。
図１４Ｂに示すＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２は、物理ディスクを示すＰＤ＃０〜ＰＤ＃Ｍと、物理ディスクが有する記憶領域であるＳｔｒｉｐ＃０〜Ｓｔｒｉｐ＃Ｐのそれぞれの組み合わせごとに、ＲＡＩＤの種類と、コピーステート値を記憶する。コピーステート値は、第１の実施形態と同様に、“０”、“１”、“２”のいずれかの値をとる。例えば、図１４Ｂでは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２は、ＰＤ＃２と、Ｓｔｒｉｐ＃０の組み合わせとして、“ＲＡＩＤ０”と、コピーステート値“１”を記憶している場合を示している。
図１４Ｃに示すＲＡＩＤ対応テーブル１４３は、ストレージ装置１００ｂ内に構成されたＲＡＩＤグループ＃０〜＃Ｎと、ディスク（物理ディスク、スペアディスク）との関係を記憶している。例えば、図１４Ｃでは、ＲＡＩＤ対応テーブル１４３は、ＲＡＩＤグループ＃０が、物理ディスクであるＰＤ＃０（例えば、図１３の物理ディスク１５−１）及びＰＤ＃１（例えば、図１３の物理ディスク１５−２）と、スペアディスクＰＤ＃２（例えば、図１３の物理ディスク１５−３）から構成されることを示している。
第２の実施形態では、ＲＡＩＤグループ＃０およびＲＡＩＤグループ＃１が用いられる場合について説明する。
第２の実施形態では、ＲＡＩＤグループ＃０およびＲＡＩＤグループ＃１が用いられる場合について説明する。
図１４Ｄに示すスペア対応テーブル１４４は、物理ディスクを示すＰＤ＃０〜ＰＤ＃Ｍと、対応ＲＡＩＤの関係を記憶している。例えば、図１４Ｄでは、スペア対応テーブル１４４は、物理ディスクＰＤ＃２の対応ＲＡＩＤが、ＲＡＩＤグループ＃０およびＲＡＩＤグループ＃１であることを示している。
図１５は、第２の実施形態におけるストレージ装置１００ｂの初期状態を示す図である。図１５では、更新管理部１２１ｂには、ユニークＩＤとして“４００”が設定されており、閾値として“１２００”が設定されている。
更新管理部１２１ｂは、ＲＡＩＤ４００ａを管理する更新管理テーブル１４１ａと、ＲＡＩＤ４００ｂを管理する更新管理テーブル１４１ｂと、スペアディスクである物理ディスク１５−３を管理するＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２を制御する。なお、更新管理テーブル１４１ａおよび１４１ｂは、図１４Ａで説明した更新管理テーブル１４１と同様のテーブルである。
また、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ４００ａと、物理ディスク１５−３と、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２を制御する。
更新管理部１２１ｂは、ＲＡＩＤ４００ａを管理する更新管理テーブル１４１ａと、ＲＡＩＤ４００ｂを管理する更新管理テーブル１４１ｂと、スペアディスクである物理ディスク１５−３を管理するＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２を制御する。なお、更新管理テーブル１４１ａおよび１４１ｂは、図１４Ａで説明した更新管理テーブル１４１と同様のテーブルである。
また、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ４００ａと、物理ディスク１５−３と、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２を制御する。
第２の実施形態では、物理ディスク１５−１および物理ディスク１５−２を使用し、ミラーリングで作成されたＲＡＩＤ４００ａ（ＲＡＩＤグループ＃０）が構築されている。ＲＡＩＤ４００ａを構成する物理ディスク１５−１および１５−２には、データ“Ａ０”、“Ｂ０”、“Ｃ０”、“Ｄ０”、“Ｅ０”、“Ｆ０”が記憶されている。
また、物理ディスク１５−４および物理ディスク１５−５を使用し、ミラーリングで作成されたＲＡＩＤ４００ｂ（ＲＡＩＤグループ＃１）が構築されている。ＲＡＩＤ４００ｂを構成する物理ディスク１５−４および１５−５には、“Ｇ０”、“Ｈ０”、“Ｉ０”、“Ｊ０”、“Ｋ０”、“Ｌ０”のデータが記憶されている。
ＲＡＩＤ４００ａとＲＡＩＤ４００ｂに対し、物理ディスク１５−３をスペアディスクとして用いる。これらの関係性を、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２と、スペア対応テーブル１４４とで管理する。
また、物理ディスク１５−４および物理ディスク１５−５を使用し、ミラーリングで作成されたＲＡＩＤ４００ｂ（ＲＡＩＤグループ＃１）が構築されている。ＲＡＩＤ４００ｂを構成する物理ディスク１５−４および１５−５には、“Ｇ０”、“Ｈ０”、“Ｉ０”、“Ｊ０”、“Ｋ０”、“Ｌ０”のデータが記憶されている。
ＲＡＩＤ４００ａとＲＡＩＤ４００ｂに対し、物理ディスク１５−３をスペアディスクとして用いる。これらの関係性を、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２と、スペア対応テーブル１４４とで管理する。
図１６は、図１５に示す状態から、ＲＡＩＤ４００ａが記憶するデータが更新される場合について説明する図である。図１６では、更新管理部１２１ｂには、ユニークＩＤとして“６００”が設定されており、閾値として“１２００”が設定されている。
図１５において物理ディスク１５−１および物理ディスク１５−２に記憶されていたデータ“Ｃ０”が、図１６では、データ“Ｃ１”に更新される。
図１５において物理ディスク１５−１および物理ディスク１５−２に記憶されていたデータ“Ｃ０”が、図１６では、データ“Ｃ１”に更新される。
ディスクアレイ装置であるＲＡＩＤ４００ａにデータの更新が発生すると、更新管理部１２１ｂは、現在のユニークＩＤを更新管理テーブル１４１に書き込み、どのタイミングでデータ更新が発生したかを記憶する。また、更新管理部１２１ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２に、対応ＲＡＩＤが不定であることを示す“−”と、コピーステート値“０”を書き込むことにより、ＲＡＩＤ４００ａと、スペアディスクである物理ディスク１５−３との間でデータが不一致であり、コピー対象外の領域であることを記憶させる。
図１７は、図１６に示す状態から、データの更新が発生するとともに、定期チェックが行われる場合について説明する図である。図１７では、更新管理部１２１ｂには、ユニークＩＤとして“４０００”が設定されており、閾値として“１２００”が設定されている。
ここでは、ユニークＩＤが、“１２００”、“１８００”、“２４００”、“３０００”、“３６００”の時に、ＲＡＩＤ４００ａを構成する物理ディスク１５−１および１５−２に、“Ｂ１”、“Ｅ１”、“Ａ１”、“Ｄ１”、“Ｆ１”のデータ更新が発生する場合について説明する。また、ユニークＩＤが、“９００”、“１５００”、“１８００”、“２６００”、“３３００”、“３９００”の時に、ＲＡＩＤ４００ｂを構成する物理ディスク１５−３および１５−４に、“Ｈ１”、“Ｋ１”、“Ｉ１”、“Ｇ１”、“Ｊ１”、“Ｌ１”のデータ更新が発生する場合について説明する。また、ユニークＩＤが“４２００”の時に、更新管理部１２１ｂの定期チェックが行われる場合について説明する。
更新管理部１２１ｂは、まず今回チェックを行うスペアディスクを決定し、続いてスペア対応テーブル１４４よりチェックが必要なＲＡＩＤを決定する。その後、現在のユニークＩＤと、更新管理テーブル１４１の差分をとり、その差分が閾値を越えているかをチェックする。チェック対象の複数のＲＡＩＤにおいて、閾値を越えているものが複数ある場合は、差分が一番多いＲＡＩＤを今回のコピーの対象とする。
図１７では、更新管理部１２１ｂが記憶するユニークＩＤと、ＲＡＩＤ４００ａのデータ“Ａ１”の領域のユニークＩＤとの差分は１６００（＝４０００−２４００）である。また、更新管理部１２１ｂが記憶するユニークＩＤと、ＲＡＩＤ４００ｂのデータ“Ｇ１”の領域のユニークＩＤとの差分は１４００（＝４０００−２６００）である。
よって、更新管理部１２１ｂは、コピー対象のＲＡＩＤは、差分が大きいＲＡＩＤ４００ａであると決定する。閾値を越えた領域を見つけた場合、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２にコピー対象のＲＡＩＤ番号とコピーステート値である“１”を登録し、ＲＡＩＤからスペアディスクへのコピーが必要なことを登録する。
よって、更新管理部１２１ｂは、コピー対象のＲＡＩＤは、差分が大きいＲＡＩＤ４００ａであると決定する。閾値を越えた領域を見つけた場合、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２にコピー対象のＲＡＩＤ番号とコピーステート値である“１”を登録し、ＲＡＩＤからスペアディスクへのコピーが必要なことを登録する。
図１８は、図１７に示す状態から、コピー部１２２ｂによるコピー処理が実行される場合について説明する図である。図１８では、更新管理部１２１ｂには、ユニークＩＤとして“４２００”が設定されており、閾値として“１２００”が設定されている。
コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２のコピーステート値を確認し、コピーステート値が“１”の領域を見つけると、登録されたＲＡＩＤ番号のＲＡＩＤからスペアディスクにデータのコピーを行い、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２のコピーステート値を、登録されたＲＡＩＤとスペアディスクでデータが一致していることを示す値である“２”に変更する。
コピー部１２２ｂが、スペアディスクへのコピーを完了する前に新たなデータ更新処理を受け取った場合（例えば図１８において、データ“Ａ１”が“Ａ２”に更新された場合）は、更新管理部１２１ｂによってＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の値が初期値に更新されるため、ＲＡＩＤからスペアディスクへのコピー対象から外れる。
図１９は、図１８に示す状態から、ＲＡＩＤ４００ｂを構成する物理ディスク１５−４が縮退した場合に、スペアディスクである物理ディスク１５−３を使用して、ＲＡＩＤ４００ｂの修復処理を行う場合について説明する図である。図１９では、更新管理部１２１ｂには、ユニークＩＤとして“４４００”が設定されており、閾値として“１２００”が設定されている。
ＲＡＩＤ４００ｂの状態を維持するためには、ＲＡＩＤ４００ｂを構成している物理ディスク１５−５のデータと、スペアディスクである物理ディスク１５−３のデータを一致させる必要がある。コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２を参照し、登録されているＲＡＩＤ番号がＲＡＩＤ４００ｂと一致している場合であって、コピーステート値が“２”である場合は、ＲＡＩＤ４００ｂからスペアディスクへのコピーは行わない。その他の場合は、コピー部１２２ｂは、物理ディスク１５−５から、スペアディスクである物理ディスク１５−３へデータのコピーを行う。
第２の実施形態における更新管理部１２１ｂによるデータ更新処理は、第１の実施形態における更新管理部１２１ａによるデータ更新処理（図９）と同様であるため、第２の実施形態におけるデータ更新処理の説明は省略する。
図２０は、第２の実施形態における更新管理部１２１ｂによる更新管理テーブルチェック処理を示すフローチャートである。
始めに、更新管理部１２１ｂは、スペア対応テーブル１４４を参照し、今回チェック対象となっているスペアディスクが、どのＲＡＩＤと関連づけられているかを確認する（ステップＳ２００１）。
始めに、更新管理部１２１ｂは、スペア対応テーブル１４４を参照し、今回チェック対象となっているスペアディスクが、どのＲＡＩＤと関連づけられているかを確認する（ステップＳ２００１）。
次に、更新管理部１２１ｂは、どの領域に対して更新管理テーブル１４１のチェックを行うか決定する（ステップＳ２００２）。
次に、更新管理部１２１ｂは、更新管理テーブル１４１に記憶されている値と、更新管理部１２１ｂが記憶している現在のユニークＩＤの値の差分の計算を、ステップＳ２００１で見つかったチェック対象のＲＡＩＤに対して行う（ステップＳ２００３）。ここで、複数のＲＡＩＤが閾値を越えていた場合は、更新管理部１２１ｂは、一番差分が大きいＲＡＩＤを今回の対象ＲＡＩＤとする。
次に、更新管理部１２１ｂは、更新管理テーブル１４１に記憶されている値と、更新管理部１２１ｂが記憶している現在のユニークＩＤの値の差分の計算を、ステップＳ２００１で見つかったチェック対象のＲＡＩＤに対して行う（ステップＳ２００３）。ここで、複数のＲＡＩＤが閾値を越えていた場合は、更新管理部１２１ｂは、一番差分が大きいＲＡＩＤを今回の対象ＲＡＩＤとする。
次に、更新管理部１２１ｂは、ステップＳ２００３で計算した差分が、更新管理部１２１ｂが保有する閾値を越えているかを判定する（ステップＳ２００４）。ステップＳ２００３で計算した差分が、更新管理部１２１ｂが保有する閾値を越えていると判定した場合は（ステップ２００４でＹｅｓ）、更新管理部１２１ｂは、ＲＡＩＤ対応マップテーブル１４２に、更新対象のＲＡＩＤ番号を登録するとともに、コピーステート値を“０”から“１”に更新し（ステップＳ２００５）、ステップＳ２００６の処理を行う。
一方、ステップＳ２００３で計算した差分が、更新管理部１２１ｂが保有する閾値を越えていないと判定した場合は（ステップ２００４でＮｏ）、更新管理部１２１ｂは、ステップＳ２００６の処理を行う。
つまり、更新管理部１２１ｂは、更新管理テーブル１４１の全領域のチェックが終了したか否かについて判定する（ステップＳ２００６）。更新管理テーブル１４１の全領域のチェックが終了したと判定した場合には（ステップＳ２００６でＹｅｓ）、更新管理部１２１ｂは、図２０に示すフローチャートの処理を終了する。
一方、更新管理テーブル１４１の全領域のチェックが終了していないと判定した場合には（ステップＳ２００６でＮｏ）、更新管理部１２１ｂは、ステップＳ２００２の処理を再度行うことにより、更新管理テーブル１４１の次の領域のチェックを行う。
一方、更新管理テーブル１４１の全領域のチェックが終了していないと判定した場合には（ステップＳ２００６でＮｏ）、更新管理部１２１ｂは、ステップＳ２００２の処理を再度行うことにより、更新管理テーブル１４１の次の領域のチェックを行う。
図２１は、第２の実施形態におけるコピー部１２２ｂによるコピー処理を示すフローチャートである。
始めに、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２のどの領域に対してチェックを行うか決定する（ステップ２１０１）。
始めに、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２のどの領域に対してチェックを行うか決定する（ステップ２１０１）。
次に、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２のコピーステート値が“１”であるか否かについて判定する（ステップＳ２１０２）。ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２のコピーステート値が“１”ではないと判定した場合には（ステップＳ２１０２でＮｏ）、コピー部１２２ｂは、後述するステップＳ２１０５の処理を行う。
一方、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２のコピーステート値が“１”であると判定した場合には（ステップＳ２１０２でＹｅｓ）、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２に登録してあるＲＡＩＤのデータを、スペアディスクである物理ディスク１５−３にコピーし（ステップＳ２１０３）、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２のコピーステート値を“２”に設定し（ステップＳ２１０４）、ステップＳ２１０５の処理を行う。
一方、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２のコピーステート値が“１”であると判定した場合には（ステップＳ２１０２でＹｅｓ）、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２に登録してあるＲＡＩＤのデータを、スペアディスクである物理ディスク１５−３にコピーし（ステップＳ２１０３）、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２のコピーステート値を“２”に設定し（ステップＳ２１０４）、ステップＳ２１０５の処理を行う。
次に、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の全領域のチェックが終了したか否かについて判定する（ステップＳ２１０５）。ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の全領域のチェックが終了したと判定した場合には（ステップＳ２１０５でＹｅｓ）、コピー部１２２ｂは、図２１に示すフローチャートの処理を終了する。
一方、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の全領域のチェックが終了していないと判定した場合には（ステップＳ２１０５でＮｏ）、コピー部１２２ｂは、ステップＳ２１０１の処理を再度行うことにより、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の次の領域のチェックを行う。
一方、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の全領域のチェックが終了していないと判定した場合には（ステップＳ２１０５でＮｏ）、コピー部１２２ｂは、ステップＳ２１０１の処理を再度行うことにより、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の次の領域のチェックを行う。
図２２は、第２の実施形態におけるコピー部１２２ｂによるＲＡＩＤ修復処理を示すフローチャートである。
始めに、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２のどの領域に対してチェックを行うかを決定する（ステップＳ２２０１）。
次に、コピー部１２２ｂは、今回復旧対象のＲＡＩＤがＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２に登録されているかどうかを判定する（ステップＳ２２０２）。今回復旧対象のＲＡＩＤがＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２に登録されていないと判定した場合には（ステップＳ２２０２でＮｏ）、コピー部１２２ｂは、後述するステップＳ２２０４の処理を行う。
始めに、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２のどの領域に対してチェックを行うかを決定する（ステップＳ２２０１）。
次に、コピー部１２２ｂは、今回復旧対象のＲＡＩＤがＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２に登録されているかどうかを判定する（ステップＳ２２０２）。今回復旧対象のＲＡＩＤがＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２に登録されていないと判定した場合には（ステップＳ２２０２でＮｏ）、コピー部１２２ｂは、後述するステップＳ２２０４の処理を行う。
一方、今回復旧対象のＲＡＩＤがＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２に登録されていると判定した場合には（ステップＳ２２０２でＹｅｓ）、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の値が“２”であるか否かについて判定する（ステップＳ２２０３）。ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の値が“２”であると判定した場合には（ステップＳ２２０３でＹｅｓ）、コピー部１２２ｂは、後述するステップＳ２２０５の処理を行う。
一方、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の値が“２”ではないと判定した場合には（ステップＳ２２０３でＮｏ）、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤのデータをスペアディスクにコピーし（ステップＳ２２０４）、ステップＳ２２０５の処理を行う。
一方、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の値が“２”ではないと判定した場合には（ステップＳ２２０３でＮｏ）、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤのデータをスペアディスクにコピーし（ステップＳ２２０４）、ステップＳ２２０５の処理を行う。
次に、コピー部１２２ｂは、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の全領域のチェックが終了したか否かについて判定する（ステップＳ２２０５）。ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の全領域のチェックが終了したと判定した場合には（ステップＳ２２０５でＹｅｓ）、コピー部１２２ｂは、図２２に示すフローチャートの処理を終了する。
一方、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の全領域のチェックが終了していないと判定した場合には（ステップＳ２２０５でＮｏ）、コピー部１２２ｂは、ステップＳ２２０１の処理を再度行うことにより、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の次の領域のチェックを行う。
一方、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の全領域のチェックが終了していないと判定した場合には（ステップＳ２２０５でＮｏ）、コピー部１２２ｂは、ステップＳ２２０１の処理を再度行うことにより、ＲＡＩＤ対応コピーマップ１４２の次の領域のチェックを行う。
第２の実施形態においても、第１の実施形態で得られる効果を得ることができる。
また、ストレージ装置１００ｂが、複数のＲＡＩＤ（例えば、ＲＡＩＤ０およびＲＡＩＤ１）を用いる場合であって、複数のＲＡＩＤのいずれかに縮退などの異常が発生した場合であっても、早急に、ＲＡＩＤを復旧することができるとともに、ＲＡＩＤからスペアディスクのデータのコピーに要する負荷を低くすることができる。
また、ストレージ装置１００ｂが、複数のＲＡＩＤ（例えば、ＲＡＩＤ０およびＲＡＩＤ１）を用いる場合であって、複数のＲＡＩＤのいずれかに縮退などの異常が発生した場合であっても、早急に、ＲＡＩＤを復旧することができるとともに、ＲＡＩＤからスペアディスクのデータのコピーに要する負荷を低くすることができる。
［最小構成］
図２３は、最小構成を有するストレージ装置１００ｃの構成を示すブロック図である。このストレージ装置１００ｃは、処理部１２０ｃを備える。
図２３は、最小構成を有するストレージ装置１００ｃの構成を示すブロック図である。このストレージ装置１００ｃは、処理部１２０ｃを備える。
図２４は、最小構成を有するストレージ装置１００ｃの処理を示すフローチャートである。
始めに、処理部１２０ｃは、所定の条件を満たした場合（例えば、図１０のステップＳ１００３でＹｅｓの場合）に、ＲＡＩＤを構成する第１の記憶装置（例えば、図１の物理ディスク１５−１および１５−２）のデータを、スペア用の第２の記憶装置（例えば、図１の物理ディスク１５−３）にコピーする（ステップＳ２４０１）。
次に、処理部１２０ｃは、第１の記憶装置に異常（例えば、縮退）が発生した場合に、第１の記憶装置から第２の記憶装置にコピーされていないデータのみを、第１の記憶装置から第２の記憶装置にコピーする（ステップＳ２４０２）。
始めに、処理部１２０ｃは、所定の条件を満たした場合（例えば、図１０のステップＳ１００３でＹｅｓの場合）に、ＲＡＩＤを構成する第１の記憶装置（例えば、図１の物理ディスク１５−１および１５−２）のデータを、スペア用の第２の記憶装置（例えば、図１の物理ディスク１５−３）にコピーする（ステップＳ２４０１）。
次に、処理部１２０ｃは、第１の記憶装置に異常（例えば、縮退）が発生した場合に、第１の記憶装置から第２の記憶装置にコピーされていないデータのみを、第１の記憶装置から第２の記憶装置にコピーする（ステップＳ２４０２）。
なお、図１、図１３、図２３における各部の機能を実現するためのプログラムをコンピュータ読み取り可能な記録媒体に記録して、この記録媒体に記録されたプログラムをコンピュータシステムに読み込ませ、実行することにより各部の機能を実現してもよい。なお、ここでいう「コンピュータシステム」とは、ＯＳや周辺機器等のハードウェアを含むものとする。また、「コンピュータシステム」は、ホームページ提供環境（あるいは表示環境）を備えたＷＷＷ（Ｗｏｒｌｄ Ｗｉｄｅ Ｗｅｂ）システムも含むものとする。また、「コンピュータ読み取り可能な記録媒体」とは、フレキシブルディスク、光磁気ディスク、ＲＯＭ（Ｒｅａｄ Ｏｎｌｙ Ｍｅｍｏｒｙ）、ＣＤ（Ｃｏｍｐａｃｔ Ｄｉｓｋ）−ＲＯＭ等の可搬媒体、コンピュータシステムに内蔵されるハードディスク等の記憶装置のことをいう。さらに「コンピュータ読み取り可能な記録媒体」とは、インターネット等のネットワークや電話回線等の通信回線を介してプログラムが送信された場合のサーバやクライアントとなるコンピュータシステム内部の揮発性メモリ（ＲＡＭ（Ｒａｎｄｏｍ Ａｃｃｅｓｓ Ｍｅｍｏｒｙ））のように、一定時間プログラムを保持しているものも含むものとする。
本発明は、ＲＡＩＤやスペアディスクを利用するディスクアレイ装置などに適用することができる。
１５−１〜１５−Ｍ・・・物理ディスク
１００ａ、１００ｂ、１００ｃ・・・ストレージ装置
１１０・・・インタフェース制御部
１２０ａ、１２０ｂ・・・マイクロプロセッサ
１２０ｃ・・・処理部
１２１ａ、１２１ｂ・・・更新管理部
１２２ａ、１２２ｂ・・・コピー部
１３０ａ、１３０ｂ・・・制御用メモリ
１４０・・・ＲＡＩＤ制御部
１６０・・・ホストコンピュータ
１００ａ、１００ｂ、１００ｃ・・・ストレージ装置
１１０・・・インタフェース制御部
１２０ａ、１２０ｂ・・・マイクロプロセッサ
１２０ｃ・・・処理部
１２１ａ、１２１ｂ・・・更新管理部
１２２ａ、１２２ｂ・・・コピー部
１３０ａ、１３０ｂ・・・制御用メモリ
１４０・・・ＲＡＩＤ制御部
１６０・・・ホストコンピュータ
Claims (9)
- 所定の条件を満たした場合に、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）を構成する第１の記憶装置のデータを、スペア用の第２の記憶装置にコピーし、前記第１の記憶装置に異常が発生した場合に、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーされていないデータのみを、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーする処理部を備える
ＲＡＩＤ制御装置。 - 前記処理部は、
前記第１の記憶装置に異常が発生した場合に、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーされているデータについては、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーしない
請求項１に記載のＲＡＩＤ制御装置。 - 前記第1の記憶装置の所定の領域に割り当てられる値が、閾値を超えた場合に、前記処理部は、前記所定の条件が満たされたと判定する
請求項１又は２に記載のＲＡＩＤ制御装置。 - 前記処理部は、前記第1の記憶装置の所定の領域に割り当てられる値を、現在時刻を使用してカウントアップする
請求項１から３までのいずれか１項に記載のＲＡＩＤ制御装置。 - 前記処理部は、前記第1の記憶装置の所定の領域に割り当てられる値を、前記ＲＡＩＤ制御装置が起動してからの経過時間を使用してカウントアップする
請求項１から３までのいずれか１項に記載のＲＡＩＤ制御装置。 - 更新管理テーブル、コピーマップ、ＲＡＩＤ対応テーブルを記憶する記憶部を更に備え、
前記処理部は、前記更新管理テーブル、前記コピーマップ、前記ＲＡＩＤ対応テーブルを用いて、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にデータをコピーする
請求項１から５までのいずれか１項に記載のＲＡＩＤ制御装置。 - 更新管理テーブル、ＲＡＩＤ対応コピーマップ、ＲＡＩＤ対応テーブル、スペア対応テーブルを記憶する記憶部を更に備え、
前記処理部は、前記更新管理テーブル、前記ＲＡＩＤ対応コピーマップ、前記ＲＡＩＤ対応テーブル、前記スペア対応テーブルを用いて、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にデータをコピーする
請求項１から５までのいずれか１項に記載のＲＡＩＤ制御装置。 - 所定の条件を満たした場合に、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）を構成する第１の記憶装置のデータを、スペア用の第２の記憶装置にコピーし、
前記第１の記憶装置に異常が発生した場合に、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーされていないデータのみを、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーする
ＲＡＩＤ制御方法。 - ＲＡＩＤ制御装置のコンピュータを、
所定の条件を満たした場合に、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）を構成する第１の記憶装置のデータを、スペア用の第２の記憶装置にコピーし、前記第１の記憶装置に異常が発生した場合に、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーされていないデータのみを、前記第１の記憶装置から前記第２の記憶装置にコピーする処理手段
として機能させるプログラム。
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