JP2022089643A - 情報処理システム、データ転送方法およびデータ転送プログラム - Google Patents

Abstract

【課題】レプリケーションにおいて、スナップショットレプリケーションと同等水準のＲＰＯ・転送量要件に対応させること。【解決手段】正サイトを提供する第１のストレージシステムと、副サイトを提供する第２のストレージシステムとを備え、前記第１のストレージシステムは、前記第１のストレージシステムが有するデータボリュームに対する処理の履歴を前記第２のストレージシステムに転送することでレプリケーションを実行可能であり、前記処理の履歴を複数まとめて転送することが可能であり、まとめて転送する複数の前記処理の履歴に含まれる複数の書き込みアクセスの履歴が、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する場合に、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する複数の書き込みアクセスの履歴を統合して転送する。【選択図】図４

Description

本発明は、レプリケーションを実行する情報処理システム、データ転送方法およびデータ転送プログラムに関する。

重要なデータを取り扱う情報処理システムでは、正ストレージシステムと副ストレージシステムの組としてストレージを構成し、正副ストレージを同期させて両者に同一のデータを保管することで、障害発生時のデータの喪失を防ぐことがある。

正副ストレージ間でデータの同期を保つため、正ストレージでホストＩ／Ｏにより発生したデータ更新を、逐一副ストレージへ反映させる（レプリケーション）。レプリケーションの方式としては、同期レプリケーションと非同期レプリケーションが知られる。

同期レプリケーションでは、ホストＩ／Ｏが発生するたびに副ストレージに更新内容を反映させ、反映が完了するまではＩ／Ｏの完了をホストに通知しない。非同期レプリケーションでは、ホストＩ／Ｏとは独立したタイミングで副ストレージへ更新が反映される。

非同期レプリケーションの種別としては、連続レプリケーションとスナップショットレプリケーションが広く知られる。スプリッタ式の連続レプリケーションでは、ホストＩ／Ｏが正ストレージで処理されると同時に、Ｉ／Ｏスプリッタ等を介して正ストレージから副ストレージへ転送される。ジャーナル式の連続レプリケーションでは、正ストレージで受け付けられたホストＩ／Ｏのログをジャーナルとして記録し、特定のタイミングでジャーナルを副ストレージへ転送する。スナップショットレプリケーションでは、特定のタイミングで正ストレージのスナップショットが作成され、副ストレージへ転送される。

連続レプリケーションの特徴は、正ストレージの更新をＩ／Ｏ単位で副ストレージへ転送するため、ＲＰＯ（Ｒｅｃｏｖｅｒｙ Ｐｏｉｎｔ Ｏｂｊｅｃｔｉｖｅ）が短いという点にある。一方で、スナップショットレプリケーションの特徴は、ある期間の更新内容をまとめて副ストレージへ転送するため、通信量が抑えられるという点にある。

正副ストレージ間が専用回線で接続される場合、転送量の制約が厳しくないため、連続レプリケーションによってＲＰＯを短く保つことが好ましい。一方で、正副ストレージ間がＷＡＮ（Ｗｉｄｅ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒｋ）等共用回線で接続される場合は、第三者の通信状況に応じて利用可能な帯域が変化するため、連続レプリケーションでは転送量過多となる可能性がある。そのような構成では、転送量を抑えられるスナップショットレプリケーションが好まれる。

ただし、共用回線経由のレプリケーションでは、回線環境、あるいは転送量が常に変化するため、両レプリケーション方式の間に絶対的な優劣関係は存在せず、状況に応じて、方式を使い分けることが望ましい。特許文献１にて開示された発明では、ストレージの利用状況や回線環境に応じて、連続レプリケーションとスナップショットレプリケーションを切り替えることで、ＲＰＯと転送量の最適化を図っている。

ＵＳ１０４６７１０２号

しかしながら、上記特許文献１の技術では、両レプリケーション方式をストレージシステムに実装する必要があり、また、ユーザの観点でも、連続レプリケーション・スナップショットレプリケーションの両モードについて動作設定をする必要があり、人的リソースの負担が大きい。

そこで、本発明では、ジャーナル式の連続レプリケーションをベースに、実装上の変更、ならびにユーザの構成保守負担を最小限に抑えつつ、通常の連続レプリケーションから、スナップショットレプリケーションと同等水準に至るまで、ＲＰＯ・転送量を動的に可変させる方法を提案する。

代表的な本発明の情報処理システム、データ転送方法およびデータ転送プログラムの一つは、正サイトを提供する第１のストレージシステムと、副サイトを提供する第２のストレージシステムとを備え、前記第１のストレージシステムは、前記第１のストレージシステムが有するデータボリュームに対する処理の履歴を前記第２のストレージシステムに転送することでレプリケーションを実行可能であり、前記処理の履歴を複数まとめて転送することが可能であり、まとめて転送する複数の前記処理の履歴に含まれる複数の書き込みアクセスが、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する場合に、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する複数の書き込みアクセスの履歴を統合して転送することを特徴とする。

本発明を、レプリケーションに適用することで、実装上の変更、ならびにユーザの構成保守負担を最小限に留めながらも、スナップショットレプリケーションと同等水準のＲＰＯ・転送量要件に対応させることが可能となる。

前記した以外の課題、構成および効果は、以下の実施例の説明により明らかにされる。

本発明の第１・第２の実施形態における情報システムの構成例を示すブロック図 本発明におけるジャーナル格納ボリューム構成例 本発明におけるＪＮＣＢの管理テーブル実装例 本発明の第１の実施形態におけるジャーナル転送経路 本発明におけるジャーナルコンパクション動作例 本発明におけるコンパクション済みＪＮＬデータの転送方式例 本発明の第１の実施形態におけるコントローラメモリ内ブロック図 本発明の第１の実施形態における正サイトから副サイトへのジャーナル転送フロー 本発明におけるＪＮＣＢ統合プログラムの実行フロー 本発明におけるＪＮＣＢ更新プログラムの実行フロー 本発明におけるコンパクションプログラムの実行フロー 本発明における副サイトのＣＰＵによるジャーナルリストアフロー 本発明の第２の実施形態におけるコントローラメモリ内ブロック図 本発明の第２の実施形態におけるジャーナル転送経路 本発明の第２の実施形態における正サイトから副サイトへのジャーナル転送フロー 本発明の第３の実施形態における情報システムの構成例を示すブロック図 本発明の第３の実施形態におけるコントローラメモリ内ブロック図 本発明の第３の実施形態におけるジャーナル転送経路 本発明の第３の実施形態における正サイトから副サイトへのジャーナル転送フロー

以下、図面に基づいて、本発明の実施の形態を説明する。

なお、以下の記載および図面は、本発明を説明するための例示であって、説明の明確化のため、適宜、省略および簡略化がなされており、本発明は、他の種々の形態でも実施する事が可能であり、特に限定しない限り、各構成要素は単数でも複数でも構わない。

また、以下に説明する実施例は特許請求の範囲に係る発明を限定するものではなく、実施例の中で説明されている要素の組み合わせの全てが、発明の解決手段に必須であるとは限らない。

以降の説明における用語法について、以下に特記事項を示す。

第一に、正サイトもしくは副サイトのストレージシステムに確保された論理ボリュームのうち、ジャーナル格納のために予約されたものを「ＪＶＯＬ」と総称する。また、正サイトのストレージシステムに確保された論理ボリュームのうち、データ格納のために予約されたものを「ＰＶＯＬ」、副サイトのストレージシステムに確保された論理ボリュームのうち、データ格納のために予約されたものを「ＳＶＯＬ」とそれぞれ総称する。「ＪＶＯＬ」「ＰＶＯＬ」「ＳＶＯＬ」は単一の論理ボリュームを指すとは限らず、複数の論理ボリュームに跨って処理が実行される場合もある。

第二に、正サイトならびに副サイトにそれぞれ存在するＣＰＵ（Ｃｅｎｔｒａｌ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｕｎｉｔ）やメモリ、ＪＶＯＬ等のコンポーネントについて、正副サイトの区別を付けずに言及することがあるが、そのような場合は、文脈に応じて適切なサイトのコンポーネントを指すものとする。

第三に、キャッシュ機構を備えた周辺装置とのＩ／Ｏについて、当該装置から直接Ｉ／Ｏを要求するものとして言及することがあるが、そのような場合は、キャッシュ機構が適切に動作し、適宜キャッシュからのＩ／Ｏが実行されるものとする。

第四に、メモリやストレージ装置上の領域を解放する処理について言及することがあるが、ストレージ装置がＳＳＤ（Ｓｏｌｉｄ Ｓｔａｔｅ Ｄｒｉｖｅ）によって構成されている等、装置の構造や装置の制御ソフトウェアの実装によっては、実際の解放処理は保留され、論理的に当該領域が解放されたものとして記録されるのみに留まることもある。

第五に、処理手順の説明において、処理で使用したメモリ領域を解放せずに終了するよう規定することがあるが、使用済みメモリ領域の解放については、ＧＣ（Ｇａｒｂａｇｅ Ｃｏｌｌｅｃｔｉｏｎ）等の機構により適切に処理されるものとする。

第六に、「プログラム」を主語として処理を説明することがあるが、そのような場合は、プログラムを実行するプロセッサが、プログラム内に定義された処理内容に応じて、適宜ストレージ等周辺装置に対してＩ／Ｏを発行するものとする。なお、プログラムを実行するプロセッサが指定されていない場合は、実行環境に応じて適切なプロセッサがプログラムを実行するものとする。

第七に、コンポーネント間でデータやコマンドを「転送」もしくは「発行」すると記述された場合は、「転送」もしくは「発行」の主体となるプロセッサ等が、状況に応じて適切な通信経路を選択し、当該経路上で「転送」もしくは「発行」処理を実行したのち、データやコマンドを受信するコンポーネントが受信完了を通知するまでの通信動作全体を指すものとする。

まず、本発明の概要について説明する。
本発明のレプリケーションでは、正サイトのストレージ内にジャーナルボリュームを設け、正サイトのホストがストレージに対して発行したＩ／Ｏをデータボリュームに反映させると同時に、当該Ｉ／Ｏのジャーナルを、ジャーナルボリュームに格納する。ジャーナルボリュームに格納されたジャーナルは副サイトのストレージに転送され、ジャーナルの内容が副サイトのデータボリュームに反映される。

本発明では、正サイトのジャーナルボリュームに格納されたジャーナルに対して、コンパクションを実施することにより、転送量を抑制する方法を提案する。コンパクションの具体的な手法としては、同一アドレスへの複数の書き込みアクセスについて同一時刻に発生したものとみなし、新しく書き込まれたデータのみを残し、古いデータはジャーナルから取り除き、副サイトに転送しないものとする。この手法により、ジャーナルから書き込みデータの一部が取り除かれて転送量データが削減されることが期待される。

ただし、ジャーナルから取り除かれた書き込み内容を副サイトで復元することは不可能となるため、無制限にジャーナルのコンパクションを実施した場合、転送量は大きく削減されるがＲＰＯが悪化してしまう。

本発明では、副サイトのストレージが正サイトのストレージに対してジャーナルのリードコマンドを発行し、それに応じて正サイトのストレージがジャーナルを転送する形式でのジャーナル転送を想定している。この形式においては、副サイトのストレージがネットワーク環境やストレージ利用状況を監視し、リードコマンドの発行間隔を調整することで、一度に転送するジャーナルの量を変化させることが可能である。

本発明では、副サイトストレージがこのような機構を備えていることを前提として、コンパクション範囲の調整を行う。すなわち、正サイトストレージがリードコマンドを受け取った際、前回リードコマンドの時点から正サイトストレージで蓄積されたジャーナルの範囲内で、コンパクションを実施する。副サイトストレージは、リードコマンドの間隔を拡げることで、より強力なコンパクションを正サイトストレージに対して間接的に要求し、また一方で、リードコマンドを短い間隔で発行することで、コンパクションの効果を実質的に無効化することができる。

コンパクションの対象となるジャーナルの量が十分に多い場合、原理上、コンパクションの効果はスナップショットレプリケーションと同等に近づくことが期待される。

例えば、ある時刻に記録されたジャーナルＡと、その５分後に同一アドレスに対して記録されたジャーナルＢの間でコンパクションを実施した場合、ジャーナルＡの内容は失われ、ジャーナルＡのＩ／Ｏ内容を副サイトで独立して復元することは不可能となる。さらに、ジャーナルＡの内容が失われているため、ジャーナルＡの直後からジャーナルＢの直前までの任意の時点で記録されたジャーナルを副サイトで復元した場合、Ｉ／Ｏの順序が逆転してしまう。このため、ジャーナルＡとジャーナルＢを統合する場合は、ジャーナルＡとジャーナルＢの間のあらゆる時刻に発生したジャーナルについても、同時に発生したものとしてコンパクションの対象とする必要がある。これは、ジャーナルＡの発生時刻を起点として、ジャーナルＢの発生時刻における正サイトストレージのスナップショットを作成するのと機能的には等価である。

回線状況やストレージの利用状況に応じて、適宜ジャーナルのコンパクションを実施することで、ジャーナル式の連続レプリケーションを実行しながらも、原理上、スナップショットレプリケーションと同等水準の転送量を実現することができる。

図１は、本実施例に係る情報システムの構成例を示すブロック図を示す。

第１の実施形態の情報処理システムは、正サイト４５に設置されたストレージシステム１２２、副サイト５４に設置されたストレージシステム１３７、ホストコンピュータ４８からなり、正サイト４５のストレージシステム１２２は、ホストコンピュータ４８に接続されている。正副サイトのストレージシステム間は、ネットワーク１２８を介して相互に接続される。

ネットワーク１２８は、通常ＷＡＮ（Ｗｉｄｅ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒｋ）が想定されるが、ＬＡＮ（Ｌｏｃａｌ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒｋ）でもよい。

ホストコンピュータ４８は、ＣＰＵ（Ｃｅｎｔｒａｌ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｕｎｉｔ）１３４やメモリ１４０のほか、アプリケーション５７の実行に必要な周辺装置を備えたコンピュータ装置であり、アプリケーション５７の要求に応じ、接続されたストレージシステム１２２に対してＩ／Ｏコマンドを発行する。

正サイトのストレージシステム１２２は、ストレージ制御ソフトウェア１０２を動作させるためのプロセッサ１０１とメインメモリ１４３を備える。ストレージ制御ソフトウェア１０２は、ボリューム７３のデータを読み書きすることでホストコンピュータ４８に対してストレージ機能を提供するとともに、ストレージシステム１２２全体を制御する。

正サイトのストレージシステム１２２は、データの圧縮伸長を実施するアクセラレータを搭載していてもよい。アクセラレータは、ＰＣＩ Ｅｘｐｒｅｓｓ等のバスを介してＣＰＵ１０２からデータを受け取り、これを圧縮伸長してＣＰＵ１０２に返す。

副サイト５４のストレージシステム１３７は、正サイト４５と同じく、プロセッサ１０４とメインメモリ１４９上で動作するストレージ制御ソフトウェア１０２によって制御される。副サイト５４のストレージシステム１３７にもホストコンピュータが接続され、ホストコンピュータに対してストレージ機能が提供されていてもよい。ただし、副サイト５４のホストコンピュータに対するストレージ機能は、本実施例の内容に影響を与えないものとする。したがって、以下、副サイト５４のホストコンピュータについては記述を省略する。

また、正サイト４５のストレージシステム１２２は、ＩＰＵ（Ｉ／Ｏ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｕｎｉｔ）８６とＩＰＵメモリ１５２を搭載したＩＰＵパッケージ８２を備える。ＩＰＵパッケージ８２は、例えば、ＰＣＩ Ｅｘｐｒｅｓｓ等のバスを介してストレージシステム１２２のＣＰＵ１０２に接続され、相互に通信が可能である。ＩＰＵ制御ソフトウェア１０８は、ＩＰＵパッケージ８２内のメモリ１５２上で動作し、ストレージシステム１２２、１３７間の通信を制御する。

図２は、本実施例に係るジャーナル格納ボリューム構成例を示す。

正サイト４５のストレージシステム１２２がホストコンピュータ４８からライトアクセスを受け付ける際、アクセスのログがジャーナルとしてＪＶＯＬ４３に書き込まれる。ジャーナルとは、ライトアクセスによるボリューム７３上のデータ操作手順を記録したデータ構造であり、ライトアクセスを受け付けたストレージシステム１２２以外の第三者であっても、ジャーナルを参照することで、当該Ｉ／Ｏを再現することが可能である。

本発明におけるジャーナルは、ＪＮＣＢ５５とＪＮＬデータ６１から構成される。なお以降、ジャーナルをＪＮＬと呼称することがある。

ＪＮＣＢ５５とは、ライトアクセスのアドレスや順序等、メタデータを記録したデータブロックである。ＪＮＣＢ５５には、シーケンス番号と呼ばれる整数値が含まれており、これはライトアクセスが発生した順序を一意に特定可能な単調非減少の値でなければならない。

ＪＮＣＢ５５は、格納、読み出し、削除が可能であればいかなるデータ構造によって管理されていても良いが、シーケンス番号からＪＮＣＢ５５を十分高速にルックアップ可能であるものとする。例えば、ＪＮＣＢ５５は、図３のようなテーブルによって管理することができる。

ＪＮＣＢ５５が指し示すライトアクセスにおいて実際に書き込まれたデータは、ＪＮＣＢ５５とは別にＪＮＬデータ６１として記録される。ＪＮＬデータ６１が格納された領域におけるＪＮＬデータ６１の位置は、ＪＮＣＢ５５内の特定のフィールドにアドレス等として記録されており、ＪＮＣＢ５５を参照することで、対応するＪＮＬデータ６１をロードすることが可能である。

図３は、本発明におけるＪＮＣＢの管理テーブル実装例を示す。

ＪＮＣＢ管理テーブル２７には、少なくともシーケンス番号１２、タイムスタンプ１５、書き込みアドレス１８、ＪＮＬデータアドレス２１の４つのカラムを含む。このほか、ストレージ制御ソフトウェア１０２が必要とするメタデータのカラムが含まれていてもよい。

シーケンス番号１２のカラムには、ジャーナルの順序を一意に特定可能な整数値であるシーケンス番号１２が含まれる。ただし、本発明の各実施形態においては、シーケンス番号の書き換えにより、一部ＪＮＣＢ５５のシーケンス番号が重複する可能性がある。そのような状態がストレージ制御ソフトウェア１０２の動作に支障を来す場合は、原シーケンス番号９のカラムを別途作成し、ストレージ制御ソフトウェア１０２からの参照のため、重複しないシーケンス番号を記録してもよい。

タイムスタンプ１５のカラムには、ストレージ制御ソフトウェア１０２がホストコンピュータ４８からＩ／Ｏを受け付けた時刻が格納される。この時刻は、通常実時間が用いられるが、単調増加する仮想時間でもよい。

書き込みアドレス１８のカラムは、ＪＮＣＢ５５に対応するＪＮＬデータ６１の書き込み対象となるボリューム７３内論理アドレス範囲で初期化される。

ＪＮＬデータアドレス２１のカラムは、ＪＮＣＢ５５に対応するＪＮＬデータ６１のアドレスが格納される。これは、当該ＪＮＬデータ６１がメモリ上のステージング領域１２３にロードされている場合はそれを指すが、それ以外の場合は、ＪＶＯＬ内の論理アドレスを指していてもよい。

図４は、本実施例に係るジャーナル転送経路を示す。

ホストコンピュータ４８からライトアクセスを受け付けた際、正サイト４５のストレージシステム１２２のＪＶＯＬ４３に、ＪＮＣＢ５５とＪＮＬデータ６１が格納される。副サイト５４からのジャーナル転送要求（ＪＮＬリードコマンド）に応じて、以下の手順により、正サイト４５のＪＶＯＬ４３から副サイト５４のＪＶＯＬ３５へ、ＪＮＣＢ５５とＪＮＬデータ６１が転送される。

第一に、正サイト４５のＪＶＯＬ４３に格納されたＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１が、正サイト４５のメインメモリ１４３内作業領域に読み出される。

第二に、正サイト４５のメインメモリ１４３に読み出されたＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１が、ＩＰＵパッケージ８２内のステージング領域１２３に転送される。

第三に、ＩＰＵ８６によって、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４が実行され、ＪＮＬデータ６１のコンパクションが実施される。

第四に、正サイト４５のＩＰＵ８６から副サイト５４のメインメモリ１４９へ、ＪＮＣＢ５５ならびにコンパクションが適用されたＪＮＬデータ６１が転送される。

第五に、副サイト５４のメインメモリ１４９から副サイトＪＶＯＬ３５へ、ＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１が書き込まれる。その後、任意のタイミングで、ジャーナルのリストアプログラム４３が呼び出され、リストアが行われる。

図５に、本発明におけるジャーナルコンパクション動作例を示す。

本発明では、同一のアドレスへの書き込みアクセスを統合することで、ジャーナルのコンパクションを実装する。図５において、ＪＮＣＢ［Ｓ１］の後に続いてＪＮＣＢ［Ｓ２］に相当する書き込みアクセスがそれぞれ発生したものとする。

ＪＮＣＢ［Ｓ１］が指示するジャーナルにおいて書き込まれたアドレス範囲のうち、後半の一部分は、ＪＮＣＢ［Ｓ２］が指示するジャーナルにおいて上書きされている。このとき、ＪＮＣＢ［Ｓ１］が指示するＪＮＬデータ６１の一部を切り詰め、重複部分を削除することで、ＪＮＬデータ６１の削減が可能である。

ただし、実際のＪＶＯＬ上では、ＪＮＬデータ６１は図２のようにＪＶＯＬ内で連続して配置されており、ＪＮＬデータ６１の一部を削除してコンパクションを実行すると、大量のデータ移動が発生し非効率的である。

そこで本発明では、図６に示す通り、ＪＮＬデータ６１を移動させてコンパクションを行うのではなく、ＪＮＣＢ５５に対してコンパクション適用後、正サイトから副サイトへＪＮＬデータ６１を転送する際に、コンパクション後のＪＮＣＢ５５から参照されない削除済みの領域を転送しないことで転送量を削減する。

図７は、本実施例に係るコントローラメモリ内ブロック図を示す。

正サイト４５のメインメモリ１４３では、ストレージ制御ソフトウェア１０２が動作している。ストレージを制御するために必要となるストレージ制御ソフトウェア１０２の基本機能に加えて、本実施例では、ＪＮＬ転送プログラム（正）１０５として、正サイト４５のメインメモリ１４３から正サイト４５のＩＰＵメモリ１５２へのジャーナル転送を請け負うプログラムを搭載する。

副サイト５４のメインメモリ１４９では、ストレージ制御ソフトウェア１０２が動作している。ストレージを制御するために必要となるストレージ制御ソフトウェア１０２の基本機能に加えて、本実施例では、ＪＮＬ転送プログラム（副）１２６として、正サイト４５のＩＰＵメモリ１５２から副サイト５４のメインメモリ１４９へのジャーナル受信を請け負うプログラムを搭載する。

また、副サイト５４のメインメモリ１４９では、受信したジャーナルのリストアを請け負うリストアプログラム４３が動作する。

正サイト４５のＩＰＵメモリ１５２では、ＩＰＵ制御ソフトウェア１０８が動作している。ＩＰＵ８６を制御するために必要となるＩＰＵ制御ソフトウェア１０８の基本機能に加えて、本実施例では、正サイト４５のメインメモリ１４３からＩＰＵメモリ１５２へのジャーナル転送を請け負うＪＮＬ転送プログラム（ＩＰＵ）１１１、ジャーナルコンパクションのエントリポイントとなるＪＮＣＢ統合プログラム１１４、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４によってコールされるＪＮＣＢ更新プログラム１１７、ＪＮＣＢ更新プログラム１１７によってコールされるコンパクションプログラム１２０を搭載する。

また、正サイト４５のＩＰＵメモリ１５２の作業領域には、ＪＮＣＢ５５のコンパクションが実行されるステージング領域１２３が確保されている。

図８は、本実施例に係る正サイトから副サイトへのジャーナル転送フローを示す。

ステップＳ１１０１において、副サイト５４のＣＰＵ１０５は、正サイト４５のＩＰＵ８６に対して、ＪＮＬリードコマンドを発行する。ＪＮＬリードコマンドには、転送済みのシーケンス番号が含まれている。

ステップＳ１１０２で、正サイトのストレージシステム１２２に搭載されたＩＰＵ８６は、同システム内のＣＰＵ１０２に対して、ステップＳ１１０１で受信したＪＮＬリードコマンドを転送する。

ステップＳ１１０３で、正サイトＣＰＵ１０２は、受信したＪＮＬリードコマンドに含まれる転送済みシーケンス番号から、未転送のシーケンス番号を列挙する。通常、副サイトへ転送済みの最新のシーケンス番号の次の番号から、ＪＶＯＬ４３に格納された最新のシーケンス番号までがこれに該当する。ＣＰＵ１０２は、未転送シーケンス番号に対応するＪＮＣＢ５５とＪＮＬデータ６１を、ＪＶＯＬ４３からメインメモリ１４３にロードする。

なお、ステップＳ１１０３において、ＪＮＣＢ５５もしくはＪＮＬデータ６１が圧縮された状態でＪＶＯＬ４３に格納されている場合は、適宜アクセラレータ等を利用して、圧縮データを伸長する。

ステップＳ１１０４で、ＣＰＵ１０２は、メインメモリ１４３にロードされたＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１を、ＩＰＵ８６に転送する。

ただし、ステップＳ１１０４においては、未転送のシーケンス番号に対応するＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１をすべてＩＰＵ８６に転送した場合、ステージング領域１２３の容量が不足する可能性がある。そのような事態を防止するため、正サイト４５のＩＰＵ８６は、ステップＳ１１０２においてＪＮＬリードコマンドをＣＰＵ１０２に転送する際、同時にステージング領域１２３の空き容量をＣＰＵ１０２に通知してもよい。その場合、ＣＰＵ１０２は、ステップＳ１１０４において、未転送のシーケンス番号に対応するＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１のうち、ステージング領域１２３に格納可能なもののみを転送する。

ステップＳ１１０５で、ＩＰＵ８６は、ＣＰＵ１０２から転送されたＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１に対して、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４をコールし、ジャーナルのコンパクションを実行する。

ステップＳ１１０６において、ＩＰＵ８６は、コンパクション済みのＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１を、副サイトに転送する。なお、副サイトへの転送にあたって、ＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１に対して圧縮や暗号化等の加工を施してもよい。

ステップＳ１１０７において、正サイト４５のＩＰＵ８６は、副サイトに転送した最新のシーケンス番号を、正サイト４５のＣＰＵ１０２に通知する。

ステップＳ１１０８において、副サイト５４のＣＰＵ１０５は、受信したＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１を、副サイトＪＶＯＬ３５に格納する。

ステップＳ１１０９において、正サイト４５のＣＰＵ１０２は、ＩＰＵ８６から通知された転送済みシーケンス番号に基づき、副サイトに転送済みのＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１を、ＪＶＯＬ４３から削除する。ただし、実装上の要請に応じて、正サイト４５のＣＰＵ１０２は、ＪＮＣＢ５５またはＪＮＬデータ６１を削除せず、他機能による利用に備え残しておいても良い。

図９は、本発明におけるＪＮＣＢ統合プログラムの実行フローを示す。

ステップＳ１２０１において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、対象コンパクション対象となるＪＮＣＢ５５のうち最古のもののシーケンス番号を、変数Ｓ１に代入する。

ステップＳ１２０２において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、変数Ｓ２をＳ１＋１で初期化する。

ステップＳ１２０３において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、変数Ｓ２と、ステージング領域１２３中で最新のシーケンス番号を比較する。もし変数Ｓ２が最新のシーケンス番号よりも大きければステップＳ１２１２に、それ以外の場合はステップＳ１２０４に遷移する。

ステップＳ１２０４において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、変数Ｓ１とシーケンス番号が同じＪＮＣＢ５５をロードする。以下、当該ＪＮＣＢ５５を、ＪＮＣＢ［Ｓ１］と呼称する。

ステップＳ１２０５において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、変数Ｓ２とシーケンス番号が同じＪＮＣＢ５５をロードする。以下、当該ＪＮＣＢ５５を、ＪＮＣＢ［Ｓ２］と呼称する。

ステップＳ１２０６において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、ＪＮＣＢ［Ｓ１］のタイムスタンプと、ＪＮＣＢ［Ｓ２］のタイムスタンプを比較する。もしタイムスタンプの差が変数ＴＤｍａｘで定義された値よりも小さい場合は、ステップＳ１２０７に遷移する。それ以外の場合は、ステップＳ１２１２に遷移する。もし少なくとも一方のＪＮＣＢ５５にタイムスタンプが存在しない、もしくは不正なタイムスタンプが含まれていた場合は、ステップＳ１２１２に遷移する。

ステップＳ１２０７において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、ＪＮＣＢ［Ｓ１］のシーケンス番号と、ＪＮＣＢ［Ｓ２］のシーケンス番号を比較する。もしシーケンス番号の差が変数ＳＤｍａｘで定義された値よりも小さい場合は、ステップＳ１２０８に遷移する。それ以外の場合は、ステップＳ１２１２に遷移する。

ステップＳ１２０８において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、ＪＮＣＢ［Ｓ１］の書き込みアドレス範囲と、ＪＮＣＢ［Ｓ２］の書き込みアドレス範囲を比較する。もし書き込みアドレス範囲が重複する場合は、ステップＳ１２０９に遷移する。それ以外の場合は、ステップＳ１２１１に遷移する。

ステップＳ１２０９において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、ＪＮＣＢ更新プログラム１１７を呼び出す。この際、変数Ｓ１ならびに変数Ｓ２を、ＪＮＣＢ更新プログラム１１７に対して引数として渡す。

ステップＳ１２１０において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、コンパクションプログラム１２０を呼び出す。この際、変数Ｓ１ならびに変数Ｓ２を、コンパクションプログラム１２０に対して引数として渡す。

ステップＳ１２１１において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、変数Ｓ２をインクリメントする。

ステップＳ１２１２において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、変数Ｓ１をインクリメントする。

ステップＳ１２１３において、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４は、変数Ｓ１と、ステージング領域１２３中の最新のシーケンス番号を比較する。もし変数Ｓ１が最新のシーケンス番号よりも大きい場合は、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４を終了する。それ以外の場合は、ステップＳ１２０２に遷移する。

図１０は、本発明におけるＪＮＣＢ更新プログラムの実行フローを示す。

ステップＳ１３０１において、ＪＮＣＢ更新プログラム１１７は、変数Ｓ３を値Ｓ１＋１で初期化する。

ステップＳ１３０２において、ＪＮＣＢ更新プログラム１１７は、変数Ｓ３と変数Ｓ２を比較する。もし変数Ｓ３が変数Ｓ２よりも大きい場合は、ＪＮＣＢ更新プログラム１１７を終了する。それ以外の場合は、ステップＳ１３０３に遷移する。

ステップＳ１３０３において、ＪＮＣＢ更新プログラム１１７は、変数Ｓ３と同じシーケンス番号を持つＪＮＣＢ５５をステージング領域１２３からロードする。

ステップＳ１３０４において、ＪＮＣＢ更新プログラム１１７は、ステップＳ１３０３においてロードされたＪＮＣＢ５５のシーケンス番号を、変数Ｓ１と同じ値に更新する。

ステップＳ１３０５において、ＪＮＣＢ更新プログラム１１７は、ステップＳ１３０４において更新されたＪＮＣＢ５５を、ステージング領域１２３に書き戻す。

ステップＳ１３０６において、ＪＮＣＢ更新プログラム１１７は、変数Ｓ３をインクリメントする。

図１１は、本発明におけるコンパクションプログラムの実行フローを示す。

ステップＳ１４０１において、コンパクションプログラム１２０は、変数Ｓ１と同じシーケンス番号を持つＪＮＣＢ５５を、ステージング領域１２３から読み込む。以下、当該ＪＮＣＢ５５を、ＪＮＣＢ［Ｓ１］と呼称する。

ステップＳ１４０２において、コンパクションプログラム１２０は、変数Ｓ２と同じシーケンス番号を持つＪＮＣＢ５５を、ステージング領域１２３から読み込む。以下、当該ＪＮＣＢ５５を、ＪＮＣＢ［Ｓ２］と呼称する。

ステップＳ１４０３において、コンパクションプログラム１２０は、ＪＮＣＢ［Ｓ１］の書き込みアドレス範囲のうち、ＪＮＣＢ［Ｓ２］の書き込みアドレス範囲と重複する範囲を計算する。

ステップＳ１４０４において、コンパクションプログラム１２０は、ＪＮＣＢ［Ｓ１］の書き込みアドレス範囲から、ステップＳ１４０３において計算された重複範囲を減算し、ＪＮＣＢ［Ｓ１］を更新する。

ステップＳ１４０５において、コンパクションプログラム１２０は、ステップＳ１４０４において更新されたＪＮＣＢ［Ｓ１］を、ステージング領域１２３に書き戻す。

図１２は、本発明における副サイト５４のＣＰＵによるジャーナルリストアフローを示す。副サイト５４のＣＰＵ１０５は、正サイトからＪＮＣＢ５５とＪＮＬデータ６１を受信後、任意のタイミングで、本フローにしたがってジャーナルをリストアすることが認められる。

ステップＳ１５０１において、副サイト５４のＣＰＵ１０５は、正サイト４５から受信したＪＮＣＢ５５とＪＮＬデータ６１をＪＶＯＬ３５からロードする。

ステップＳ１５０２において、副サイト５４のＣＰＵ１０５は、ＪＮＣＢ５５の情報に従って、ＪＮＬデータ６１をＳＶＯＬ３８に書き込む。

ステップＳ１５０３において、副サイト５４のＣＰＵ１０５は、ステップＳ１５０２で書き込まれたシーケンス番号の直前のシーケンス番号までを、書き込み完了とし、転送済みシーケンス番号を更新する。次回ＪＮＬリードコマンド発行時は、転送済みシーケンス番号として、ステップＳ１５０３において書き込みが完了した最後のシーケンス番号が送信される。

ステップＳ１５０４において、副サイト５４のＣＰＵ１０５は、もしステップＳ１５０３で書き込み完了とされたシーケンス番号に対応するＪＮＣＢ５５もしくはＪＮＬデータ６１がＪＶＯＬ３５に残っていれば、これらをＪＶＯＬ３５から削除し、領域を解放する。なお、ＪＶＯＬ３５へのアクセス回数を低減する等の目的で、ＪＮＣＢ５５やＪＮＬデータ６１の削除を毎回行うのではなく、一定量のシーケンス番号が処理される毎に行ってもよい。

本発明の第２の実施形態は、図１で示したものと同一のシステム構成を取るが、プログラム構成が一部異なる。

図１３は、本実施例に係るコントローラメモリ内ブロック図を示す。

本実施例では、正サイト４５のＣＰＵ１０２で動作するＪＮＬ転送プログラム（正）１０５がＪＮＬ転送プログラム（正）２１０５に、正サイト４５のＩＰＵ８６で動作するＪＮＬ転送プログラム（ＩＰＵ）１１１がＪＮＬ転送プログラム（ＩＰＵ）２１１１に、副サイト５４のＣＰＵ１０５で動作するＪＮＬ転送プログラム（副）１２６がＪＮＬ転送プログラム（副）２１２６に、それぞれ交換されている点で第１の実施形態とはプログラム構成が異なる。

図１４に、本実施例に係るジャーナル転送経路を示す。

本実施例では、ＪＮＬデータ６１をＩＰＵメモリ１５２に転送せず、正サイト４５のメインメモリ１４３から直接副サイト５４のメインメモリ１４９へ転送する点で第１の実施形態とは異なる。このようなＪＮＬデータ６１直接転送の形態とすることで、要求されるＩＰＵメモリ１５２のサイズを小さく抑えることが可能となる。

図１４で示したＪＮＬデータ６１直接転送のためには、何らかの形で、ＩＰＵ８６が正副サイトメインメモリ間のデータ転送を制御する機構が必要となる。この機構についての説明は省略するが、典型的には、ＲＤＭＡ（Ｒｅｍｏｔｅ Ｄｉｒｅｃｔ Ｍｅｍｏｒｙ Ａｃｃｅｓｓ）等の技術が用いられる。

図１５は、本実施例における正サイトから副サイトへのジャーナル転送フローを示す。

ステップＳ２１０１において、副サイト５４のＣＰＵ１０５は、正サイト４５のＩＰＵ８６に対して、ＪＮＬリードコマンドを発行する。ＪＮＬリードコマンドには、副サイト５４のＣＰＵ１０５で受信済みのシーケンス番号が含まれている。

ステップＳ２１０２において、正サイト４５のＩＰＵ８６は、ステップＳ２１０１において受信したＪＮＬリードコマンドを、正サイト４５のＣＰＵ１０２に転送する。

ステップＳ２１０３において、正サイト４５のＣＰＵ１０２は、ステップＳ２１０２においてＩＰＵ８６から通知された転送済みシーケンス番号に基づいて、転送対象のシーケンス番号を特定し、それらに対応するＪＮＣＢ５５をＪＶＯＬ４３からメインメモリ１４３にロードするが、ＪＮＬデータ６１についてはＪＶＯＬ４３に格納されたままとする。ＪＮＣＢ５５が圧縮された状態でＪＶＯＬ４３に格納されている場合は、適宜アクセラレータ等を利用して、圧縮データを伸長する。

ステップＳ２１０４において、正サイト４５のＣＰＵ１０２は、ステップＳ２１０２においてメインメモリ１４３にロードされたＪＮＣＢ５５を正サイト４５のＩＰＵ８６に転送する。正サイト４５のＩＰＵ８６は、転送されたＪＮＣＢ５５をステージング領域１２３に格納する。

ステップＳ２１０５において、正サイト４５のＩＰＵ８６は、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４を呼び出し、ＪＮＣＢ５５のコンパクションを実行する。

ステップＳ２１０６において、正サイト４５のＣＰＵ１０２は、転送対象のシーケンス番号に対応するＪＮＬデータ６１を、ＪＶＯＬ４３からメインメモリ１４３にロードする。ＪＮＬデータ６１が圧縮された状態でＪＶＯＬ４３に格納されている場合は、適宜アクセラレータ等を利用して、圧縮データを伸長する。

ステップＳ２１０７において、正サイト４５のＩＰＵ８６は、コンパクション済みのＪＮＣＢ５５を副サイト５４のＣＰＵ１０５に転送すると同時に、正サイト４５のメインメモリ１４３から、ＪＮＬデータ６１を副サイト５４のメインメモリ１４９に転送する。なお、副サイトへの転送にあたって、ＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１に対して圧縮や暗号化等の加工を施してもよい。

ステップＳ２１０８において、副サイト５４のＣＰＵ１０５は、ステップＳ２１０７で受信したＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１を、それぞれＪＶＯＬ３５に格納する。

ステップＳ２１０９において、正サイト４５のＣＰＵ１０２は、転送済みのＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１を、ＪＶＯＬ４３から削除する。

図１６に、本実施例に係る情報システムの構成例を示すブロック図を示す。

本実施例は、ＩＰＵ８６が存在しない点で第１・第２の実施形態とはシステム構成が異なる。ＩＰＵ８６が存在しないため、第１・第２の実施形態においてＩＰＵ８６が担当していた処理は、正サイト４５のＣＰＵ１０２が受け持つ。

図１７に、本実施例に係るコントローラメモリ内ブロック図を示す。

本実施例では、第１・第２の実施形態において、ＩＰＵ８６が担当していたジャーナルのコンパクション関連の処理について、正サイト４５のＣＰＵ１０２が受け持つ。このため、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４、ＪＮＣＢ更新プログラム１１７、コンパクションプログラム１２０は、内容を変えず、正サイト４５のメインメモリ１４３上に搭載される。また、コンパクションのための作業領域となるステージング領域１２３についても、ＩＰＵメモリ１５２ではなく正サイト４５のメインメモリ１４３上に確保される。

さらに、正副サイトメインメモリでは、ジャーナル転送を受け持つＪＮＬ転送プログラム（正）３１０５ならびにＪＮＬ転送プログラム（副）３１２６がそれぞれ搭載される。

図１８に、本実施例に係るジャーナル転送経路を示す。

本実施例では、ＩＰＵ８６が存在しないため、正サイト４５のＣＰＵ１０２が正サイト４５のメインメモリ１４３上で各種処理を実行後、ＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１は正サイト４５のメインメモリ１４３から副サイト５４のメインメモリ１４９へ直接転送される。

図１９は、本実施例に係る正サイトから副サイトへのジャーナル転送フローを示す。

ステップＳ３１０１において、副サイト５４のＣＰＵ１０５は、正サイト４５のＣＰＵ１０２に対して、ＪＮＬリードコマンドを発行する。

ステップＳ３１０２において、正サイト４５のＣＰＵ１０２は、ＪＮＬリードコマンドに含まれる転送済みシーケンス番号をもとに、転送対象のシーケンス番号を決定し、それらに対応するＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１をＪＶＯＬ４３からメインメモリ１４３にロードする。

なお、ステップＳ３１０２において、ＪＮＣＢ５５もしくはＪＮＬデータ６１が圧縮された状態でＪＶＯＬ４３に格納されている場合は、適宜アクセラレータ等を利用して、圧縮データを伸長する。

ステップＳ３１０３において、正サイト４５のＣＰＵ１０２は、ＪＮＣＢ統合プログラム１１４を呼び出し、ＪＮＣＢ５５のコンパクションを実施する。

ステップＳ３１０４において、正サイト４５のＣＰＵ１０２は、ステップＳ３１０２においてメインメモリ１４３にロードされたＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１を副サイト５４のメインメモリ１４９に転送する。なお、副サイトへの転送にあたって、ＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１に対して圧縮や暗号化等の加工を施してもよい。

ステップＳ３１０５において、副サイト５４のＣＰＵ１０５は、ステップＳ３１０４において受信したＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１を、ＪＶＯＬ３５に格納する。

ステップＳ３１０６において、正サイト４５のＣＰＵ１０２は、転送済みのＪＮＣＢ５５ならびにＪＮＬデータ６１を、ＪＶＯＬ４３から削除する。

上述してきたように、実施例に係る情報処理システムは、正サイトを提供する第１のストレージシステム１２２と、副サイトを提供する第２のストレージシステム１３７とを備え、前記第１のストレージシステム１２２は、第１のストレージシステム１２２のデータボリュームに対する処理の履歴を前記第２のストレージシステム１３７に転送することでレプリケーションを実行可能であり、前記処理の履歴を複数まとめて転送することが可能であり、まとめて転送する複数の前記処理の履歴に含まれる複数の書き込みアクセスが、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する場合に、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する複数の書き込みアクセスの履歴を統合して転送する。
かかる構成及び動作により、実装上の変更、ならびにユーザの構成保守負担を最小限に留めながらも、スナップショットレプリケーションと同等水準のＲＰＯ・転送量要件に対応させることが可能となる。

また、前記統合では、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する複数の書き込みアクセスを検出し、複数の書き込みアクセスで重複して指定されたアドレスに対する書き込みについては最後に行われた書き込みアクセスの内容以外を無効として、転送する処理の履歴から除外し、前記最後に行われた書き込みアクセスの内容及び重複しないアドレスへの書き込みアクセスの内容を転送することでデータ量を削減する。
具体的には、前記第１のストレージシステムは、前記処理の履歴をジャーナルメタデータとジャーナル本体に分離して管理し、前記複数の書き込みアクセスの履歴統合を前記ジャーナルメタデータに対して適用し、前記ジャーナル本体については転送時に前記ジャーナルメタデータによって参照されない範囲を転送しないことで前記データ量を削減する。
このため、低負荷でデータ量の削減を実現することができる。

具体的な構成として、前記第１のストレージシステム１２２は、前記データボリュームに対する処理を実行する第１の処理ユニットと、前記第２のストレージシステムとの通信を行う第２の処理ユニットとを備え、前記第２の処理ユニットが、前記書き込みアクセスの履歴の統合を実行することとしてもよい。
かかる構成では、レプリケーションのために設けられた処理ユニット（ＩＰＵパッケージ）を有効に活用して、転送量の削減が可能である。

他の構成として、前記第１のストレージシステム１２２は、前記データボリュームに対する処理を実行するとともに、前記第２のストレージシステムとの通信を行う第１の処理ユニットと、前記書き込みアクセスの履歴の統合を実行する第２の処理ユニットとを備える構成としてもよい。
かかる構成では、ジャーナルの統合に専用の処理ユニットを割り当て、統合の負荷が他の処理の波及する事態を回避できる。

また、前記第１のストレージシステム１２２は、前記第２のストレージシステム１３７からの要求を受けたときに、前記記書き込みアクセスの履歴の統合と前記処理の履歴の転送とを実行する。
かかる構成及び動作により、前記第２のストレージシステム１３７から要求をうけるタイミングに応じてデータ量の削減度合いが異なることになるので、実装上の変更、ならびにユーザの構成保守負担を最小限に抑えつつ、通常の連続レプリケーションから、スナップショットレプリケーションと同等水準に至るまで、ＲＰＯ・転送量を動的に可変させることができる。

また、前記第１のストレージシステム１２２は、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する複数の書き込みアクセスの全てが当該複数の書き込みアクセスのうち最初に行われたアクセスのタイミングで行われたものとして取り扱うので、統合されたアクセスの間におけるデータの抜けが顕在化する事態を防止できる。

なお、本発明は上述の実施例に限定されるものではなく、様々な変形例が含まれる。例えば、上記した実施例は本発明を分かりやすく説明するために詳細に説明したものであり、必ずしも説明した全ての構成を備えるものに限定されるものではない。また、かかる構成の削除に限らず、構成の置き換えや追加も可能である。

また、上記の各構成、機能、処理部、処理手段等は、それらの一部又は全部を、例えば集積回路で設計する等によりハードウェアで実現してもよい。また、本発明は、実施例の機能を実現するソフトウェアのプログラムコードによっても実現できる。この場合、プログラムコードを記録した記憶媒体をコンピュータに提供し、そのコンピュータが備えるプロセッサが記憶媒体に格納されたプログラムコードを読み出す。この場合、記憶媒体から読み出されたプログラムコード自体が前述した実施例の機能を実現することになり、そのプログラムコード自体、及びそれを記憶した記憶媒体は本発明を構成することになる。このようなプログラムコードを供給するための記憶媒体としては、例えば、フレキシブルディスク、ＣＤ－ＲＯＭ、ＤＶＤ－ＲＯＭ、ハードディスク、ＳＳＤ（Solid State Drive）、光ディスク、光磁気ディスク、ＣＤ－Ｒ、磁気テープ、不揮発性のメモリカード、ＲＯＭなどが用いられる。

また、本実施例に記載の機能を実現するプログラムコードは、例えば、アセンブラ、Ｃ／Ｃ＋＋、ｐｅｒｌ、Ｓｈｅｌｌ、ＰＨＰ、Ｊａｖａ（登録商標）等の広範囲のプログラム又はスクリプト言語で実装できる。

上述の実施例において、制御線や情報線は、説明上必要と考えられるものを示しており、製品上必ずしも全ての制御線や情報線を示しているとは限らない。全ての構成が相互に接続されていてもよい。

４５：正サイト、４８：ホストコンピュータ、５４：副サイト、６１：ＪＮＬデータ、８２：ＩＰＵパッケージ、１０１：プロセッサ、１０４：プロセッサ、１０８：ＩＰＵ制御ソフトウェア、１１４：ＪＮＣＢ統合プログラム、１１７：ＪＮＣＢ更新プログラム、１２０：コンパクションプログラム、１２２：ストレージシステム、 １３７：ストレージシステム

Claims (9)

1. 正サイトを提供する第１のストレージシステムと、
   副サイトを提供する第２のストレージシステムと
   を備え、
   前記第１のストレージシステムは、
   前記第１のストレージシステムが有するデータボリュームに対する処理の履歴を前記第２のストレージシステムに転送することでレプリケーションを実行可能であり、
   前記処理の履歴を複数まとめて転送することが可能であり、
   まとめて転送する複数の前記処理の履歴に含まれる複数の書き込みアクセスの履歴が、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する場合に、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する複数の書き込みアクセスの履歴を統合して転送する
   ことを特徴とする情報処理システム。
2. 前記統合では、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する複数の書き込みアクセスを検出し、複数の書き込みアクセスで重複して指定されたアドレスに対する書き込みについては最後に行われた書き込みアクセスの内容以外を無効として転送する処理の履歴から除外し、
   前記最後に行われた書き込みアクセスの内容及び重複しないアドレスへの書き込みアクセスの内容を転送することでデータ量を削減することを特徴とする請求項１に記載の情報処理システム。
3. 前記第１のストレージシステムは、前記処理の履歴をジャーナルメタデータとジャーナル本体に分離して管理し、前記複数の書き込みアクセスの履歴の統合を前記ジャーナルメタデータに対して適用し、前記ジャーナル本体については転送時に前記ジャーナルメタデータによって参照されない範囲を転送しないことで前記データ量を削減することを特徴とする請求項２に記載の情報処理システム。
4. 前記第１のストレージシステムは、
   前記データボリュームに対する処理を実行する第１の処理ユニットと、
   前記第２のストレージシステムとの通信を行う第２の処理ユニットと
   を備え、
   前記第２の処理ユニットが、前記書き込みアクセスの履歴の統合を実行する
   ことを特徴とする請求項１に記載の情報処理システム。
5. 前記第１のストレージシステムは、
   前記データボリュームに対する処理を実行するとともに、前記第２のストレージシステムとの通信を行う第１の処理ユニットと、
   前記書き込みアクセスの履歴の統合を実行する第２の処理ユニットと
   を備えることを特徴とする請求項１に記載の情報処理システム。
6. 前記第１のストレージシステムは、前記第２のストレージシステムからの要求を受けたときに、前記書き込みアクセスの履歴の統合と前記処理の履歴の転送とを実行することを特徴とする請求項１に記載の情報処理システム。
7. 前記第１のストレージシステムは、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する複数の書き込みアクセスの全てが当該複数の書き込みアクセスのうち最初に行われた書き込みアクセスのタイミングで行われたものとして取り扱うことを特徴とする請求項１に記載の情報処理システム。
8. 副サイトを提供する第２のストレージシステムと接続されて、正サイトを提供する第１のストレージシステムが、
   前記第１のストレージシステムが有するデータボリュームに対する処理の履歴を前記第２のストレージシステムに転送することでレプリケーションを実行するステップを含み、
   前記処理の履歴を複数まとめて転送することが可能であり、
   前記処理の履歴の転送に先立って、
   まとめて転送する複数の前記処理の履歴に含まれる複数の書き込みアクセスの履歴が、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する場合に、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する複数の書き込みアクセスの履歴を統合するステップをさらに含む
   ことを特徴とするデータ転送方法。
9. 副サイトを提供する第２のストレージシステムと接続されて、正サイトを提供する第１のストレージシステムに設けられたプロセッサに、
   前記第１のストレージシステムが有するデータボリュームに対する処理の履歴を前記第２のストレージシステムに転送することでレプリケーションを実行するステップを実行させ、
   前記処理の履歴を複数まとめて転送することが可能であり、
   前記処理の履歴の転送に先立って、
   まとめて転送する複数の前記処理の履歴に含まれる複数の書き込みアクセスの履歴が、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する場合に、前記データボリューム上のアドレスを重複して指定する複数の書き込みアクセスの履歴を統合するステップをさらに実行させる
   ことを特徴とするデータ転送プログラム。
   

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