JP2022108987A - ストレージシステム、ストレージ制御装置およびストレージ制御方法 - Google Patents

Abstract

【課題】Ｉ／Ｏ処理の担当装置の切り替え指示を受けてからの応答時間を短縮する。
【解決手段】ストレージ制御装置１０は、論理記憶領域１に対するＩ／Ｏ処理の制御を担当する担当装置をストレージ制御装置２０に切り替える切り替え指示を受信すると、キャッシュ１１を管理する装置としてストレージ制御装置１０を示す管理装置番号２２をストレージ制御装置２０に通知し、切り替え指示に対する応答処理を実行して担当装置を切り替える。ストレージ制御装置２０は、論理記憶領域１からの読み出し要求を受信すると、読み出しが要求されたデータがキャッシュ１１にヒットするかの判定依頼を、通知された管理装置番号２２が示すストレージ制御装置１０に送信する。ストレージ制御装置１０は、判定依頼に応じて、このデータがキャッシュ１１にヒットするかを判定する。
【選択図】図１

Description

本発明は、ストレージシステム、ストレージ制御装置およびストレージ制御方法に関する。

複数のストレージ制御装置を含むストレージシステムでは、例えば、複数の論理記憶領域のそれぞれについて、Ｉ／Ｏ（Input／Output）処理を担当するストレージ制御装置があらかじめ決められている。また、このようなストレージシステムでは、ある論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を担当するストレージ制御装置が切り替えられ、切り替え先のストレージ制御装置によってそのＩ／Ｏ処理が引き継がれる場合がある。例えば、切り替え元のストレージ制御装置における処理負荷が過大になった場合に、処理負荷がより低いストレージ制御装置にＩ／Ｏ処理の担当が切り替えられる。

このような切り替え処理の手順としては、次のような手順が考えられる。例えば、切り替えが指示されると、切り替え元のストレージ制御装置がＩ／Ｏ処理で用いていたキャッシュから、ダーティデータがバックエンドの記憶装置にライトバックされる。そして、すべてのダーティデータのライトバックが完了すると、切り替え指示に対する応答が行われ、切り替え先のストレージ制御装置でのＩ／Ｏ処理が開始される。

また、キャッシュメモリとストレージモジュールとの間の接続関係の切り替えに関して、次のような技術が提案されている。例えば、ストレージモジュールが現状とは別のキャッシュメモリと接続するように接続が切り替えられると、切り替え前のキャッシュメモリに格納されている情報が切り替え後のキャッシュメモリへ移動される。

特開２００３－１６２３７７号公報 特開２０１５－１６９９５６号公報

ところで、上記のように、キャッシュのダーティデータのライトバックが完了してから切り替え指示に対する応答を行う場合には、切り替え指示を受けてから応答するまでの時間が長くなるという問題がある。特に、Ｉ／Ｏ処理に二次キャッシュが用いられる場合、二次キャッシュの容量は一次キャッシュよりはるかに大きいので、二次キャッシュのダーティデータのライトバックには長時間かかる可能性が高く、その分だけ切り替え指示に対する応答時間が長くなってしまう。

１つの側面では、本発明は、Ｉ／Ｏ処理の担当装置の切り替え指示を受けてからの応答時間を短縮することが可能なストレージシステム、ストレージ制御装置およびストレージ制御方法を提供することを目的とする。

１つの案では、第１のストレージ制御装置と第２のストレージ制御装置とを有するストレージシステムが提供される。このストレージシステムにおいて、第１のストレージ制御装置は、論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理をキャッシュを用いて制御している状態において、論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理の制御を担当する担当装置を第１のストレージ制御装置から第２のストレージ制御装置に切り替える切り替え指示を受信すると、キャッシュを管理する装置として第１のストレージ制御装置を示す管理装置番号を第２のストレージ制御装置に通知し、切り替え指示に対する応答処理を実行して担当装置を切り替える第１の切り替え処理を実行し、第１の切り替え処理の実行後において、読み出し要求によって論理記憶領域からの読み出しが要求されたデータがキャッシュにヒットするかの判定依頼を第２のストレージ制御装置から受信すると、データがキャッシュにヒットするかを判定する。第２のストレージ制御装置は、第１の切り替え処理の実行後において、読み出し要求を受信すると、通知された管理装置番号が示す第１のストレージ制御装置に対して判定依頼を送信する。

また、１つの案では、上記の第１のストレージ制御装置と同様の処理を実行する処理部を有するストレージ制御装置が提供される。
さらに、１つの案では、上記の第１のストレージ制御装置と第２のストレージ制御装置とを有するストレージシステムによって実行されるストレージ制御方法が提供される。

１つの側面では、Ｉ／Ｏ処理の担当装置の切り替え指示を受けてからの応答時間を短縮できる。

第１の実施の形態に係るストレージシステム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のハードウェア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。 担当ＣＭとアクセスパスについて説明するための図である。 一次キャッシュと二次キャッシュを用いたＩ／Ｏ処理について説明するための図である。 キャッシュ管理情報のデータ構成例を示す図である。 論理ボリュームからのデータの読み出し処理を示すフローチャートの例である。 論理ボリュームに対するデータの書き込み処理を示すフローチャートの例である。 担当ＣＭの切り替え処理の比較例を示すフローチャートである。 担当ＣＭの切り替え処理Ａを示すフローチャートの例である。 切り替え処理Ａの完了後における切り替え先ＣＭでの読み出し処理を示すシーケンス図の例である。 担当ＣＭの切り替え処理Ｂを示すフローチャートの例である。 担当ＣＭ管理情報のデータ構成例を示す図である。 切り替え処理Ｂの完了後における切り替え先ＣＭでの読み出し処理を示すシーケンス図の例である。 担当ＣＭの切り替えが指示された際の切り替え制御処理を示すフローチャートの例（その１）である。 担当ＣＭの切り替えが指示された際の切り替え制御処理を示すフローチャートの例（その２）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システムの構成例および処理例を示す図である。図１に示すストレージシステムは、ストレージ制御装置１０，２０を含む。

ストレージ制御装置１０，２０は、論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を制御する。図１では例として、ストレージ制御装置１０は、論理記憶領域１に対するＩ／Ｏ処理を制御するものとする。そして、論理記憶領域１に対するＩ／Ｏ処理の制御を担当する担当装置が、ストレージ制御装置１０からストレージ制御装置２０に切り替えられるものとする。

ストレージ制御装置１０は、キャッシュ１１を用いて論理記憶領域１に対するＩ／Ｏ処理を制御する。キャッシュ１１は、ストレージ制御装置１０の内部に搭載された記憶装置、または、ストレージ制御装置１０の外部に接続された記憶装置に確保される。このような状態において、ストレージ制御装置１０が、担当装置をストレージ制御装置１０からストレージ制御装置２０に切り替えるように指示する切り替え指示を受信したとする（ステップＳ１）。

すると、ストレージ制御装置１０は、ステップＳ２，Ｓ３の処理を含む次のような切り替え処理を実行する。まず、ストレージ制御装置１０は、キャッシュ１１を管理する装置としてストレージ制御装置１０を示す管理装置番号２２を、切り替え先のストレージ制御装置２０に通知する（ステップＳ２）。通知された管理装置番号２２は、例えば、ストレージ制御装置２０が備える記憶装置２１に格納される。ストレージ制御装置１０は、管理装置番号２２を通知すると、切り替え指示に対する応答処理を実行して、担当装置をストレージ制御装置２０に切り替える（ステップＳ３）。

これにより、切り替え先のストレージ制御装置２０による論理記憶領域１に対するＩ／Ｏ処理の制御が開始される。この状態で、ストレージ制御装置２０が、論理記憶領域１からのデータの読み出し要求を受信したとする（ステップＳ４）。すると、ストレージ制御装置２０は、通知された管理装置番号２２を参照して、論理記憶領域１に対応するキャッシュ１１の管理装置がストレージ制御装置１０であることを認識する。そして、ストレージ制御装置２０は、読み出し要求によって読み出しが要求されたデータ（読み出しデータ）がキャッシュ１１にヒットするかの判定依頼を、管理装置番号２２が示すストレージ制御装置１０に送信する（ステップＳ５）。

切り替え元のストレージ制御装置１０は、判定依頼を受信すると、読み出しデータがキャッシュ１１にヒットするかを判定する（ステップＳ６）。ここで、例えば、読み出しデータがキャッシュ１１に存在し、キャッシュヒットと判定されると、ストレージ制御装置１０は、読み出しデータをキャッシュ１１から読み出し、ストレージ制御装置２０に転送する（ステップＳ７）。ストレージ制御装置２０は、転送された読み出しデータを受信し、受信した読み出しデータを読み出し要求の送信元装置（図示せず）に送信して、読み出し要求に対する応答処理を実行する（ステップＳ８）。

以上のように、切り替え元のストレージ制御装置１０は、担当装置の切り替え指示を受信した場合、キャッシュ１１の管理装置を示す管理装置番号２２を切り替え先のストレージ制御装置２０に通知するだけで、切り替え指示に対して応答し、担当装置を切り替える。これにより、キャッシュ１１に格納されたすべてのダーティデータを、論理記憶領域１を実現する物理記憶領域にライトバックしてから応答する場合と比較して、切り替え指示を受けてからの応答時間を短縮できる。

また、担当装置が切り替えられた時点では、キャッシュ１１にダーティデータが残っている可能性がある。このため、切り替え先のストレージ制御装置２０が読み出し要求を受信したときに、データの不整合が発生しないように、キャッシュ１１に残っているダーティデータにアクセスできるようにしておく必要がある。上記処理では、切り替え処理時に管理装置番号２２がストレージ制御装置２０に通知される。これにより、切り替え先のストレージ制御装置２０は、この管理装置番号２２に基づいて、読み出しデータがキャッシュ１１にヒットするかの判定を依頼できるようになり、ヒットした場合に読み出しデータをキャッシュ１１から取得できるようになる。

このように、切り替え元のストレージ制御装置１０は、キャッシュ１１のライトバックを実行する代わりに管理装置番号２２を通知し、切り替え後にストレージ制御装置２０がキャッシュ１１のダーティデータにアクセスできるようにした上で、切り替え処理を完了する。これにより、切り替え後のＩ／Ｏ処理によるデータ不整合を回避しながら、切り替え指示に対する応答時間を短縮できる。

〔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、ＣＭ（Controller Module）１００ａ～１００ｄ、ホストサーバ４００ａ，４００ｂおよび管理端末５００を含む。

ＣＭ１００ａ～１００ｄは、ホストサーバ４００ａ，４００ｂからの要求に応じて論理ボリュームに対するＩ／Ｏ処理を制御するストレージ制御装置である。Ｉ／Ｏ制御対象の論理ボリュームは、ディスクアレイに搭載された記憶装置を用いて実現される。

図２の例では、ＣＭ１００ａ，１００ｂに対してディスクアレイ２００ａが接続され、ＣＭ１００ｃ，１００ｄに対してディスクアレイ２００ｂが接続されている。この場合、ＣＭ１００ａ，１００ｂは基本的に、ディスクアレイ２００ａに搭載された記憶装置を用いて実現される論理ボリュームに対するＩ／Ｏ処理を制御する。また、ＣＭ１００ｃ，１００ｄは基本的に、ディスクアレイ２００ｂに搭載された記憶装置を用いて実現される論理ボリュームに対するＩ／Ｏ処理を制御する。

ディスクアレイ２００ａ，２００ｂには、論理ボリュームの記憶領域を実現する複数台の記憶装置がそれぞれ搭載されている。本実施の形態では例として、ディスクアレイ２００ａ，２００ｂには、このような記憶装置としてＨＤＤ（Hard Disk Drive）が搭載されているものとする。

また、ＣＭ１００ａ～１００ｄは、フラッシュモジュールに搭載された記憶装置（フラッシュメモリ）による記憶領域を二次キャッシュとして用いて、論理ボリュームに対するＩ／Ｏ制御を行う。図２の例では、ＣＭ１００ａ，１００ｂに対してフラッシュモジュール３００ａが接続され、ＣＭ１００ｃ，１００ｄに対してフラッシュモジュール３００ｂが接続されている。フラッシュモジュール３００ａ，３００ｂには、複数台のフラッシュメモリがそれぞれ搭載されている。

ＣＭ１００ａ～１００ｄは、ネットワーク５１１を介してホストサーバ４００ａ，４００ｂに接続されている。ネットワーク５１１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）である。

また、ＣＭ１００ａ～１００ｄは、スイッチ５１２を介して相互に通信することができる。スイッチ５１２は、例えば、ＰＣＩ Ｅｘｐｒｅｓｓ（Peripheral Component Interconnect Express。以下、“ＰＣＩｅ”と略称する）のバスを介してＣＭ１００ａ～１００ｄに接続し、ＣＭ間で伝送される信号を中継する。

管理端末５００は、ＣＭ１００ａ～１００ｄを管理するために管理者が操作する端末装置であり、ネットワーク５１１を介してＣＭ１００ａ～１００ｄに接続されている。
なお、ストレージシステムに含まれるＣＭの台数は、図２のように４台に限定されず、２台以上の任意の台数に設定できる。また、各ＣＭとディスクアレイおよびフラッシュモジュールの接続関係も図２の例に限定されるものではなく、１台のＣＭに１台以上のディスクアレイと１台以上のフラッシュモジュールとが接続されていればよい。

また、本実施の形態では、ディスクアレイに搭載された記憶装置（ここではＨＤＤ）によって論理ボリュームが実現される。また、論理ボリュームに対するＩ／Ｏ制御時に一次キャッシュと二次キャッシュが利用される。そして、一次キャッシュはＣＭ内のＲＡＭ（Random Access Memory）によって実現され、二次キャッシュはフラッシュモジュール内の記憶装置（ここではフラッシュメモリ）によって実現される。

ただし、二次キャッシュを実現する記憶装置は、論理ボリュームを実現する記憶装置よりアクセス速度が高速であり、一次キャッシュを実現する記憶装置よりアクセス速度が低速である不揮発性記憶装置であればよい。例えば、論理ボリュームを実現する記憶装置としてＳＳＤ（Solid State Drive）が用いられた場合、二次キャッシュを実現する記憶装置として、ＭＲＡＭ（Magnetoresistive RAM）、ＦｅＲＡＭ（Ferroelectric RAM）、ＰＲＡＭ（Phase change RAM）、ＲｅＲＡＭ（Resistive RAM）などのいわゆるＳＣＭ（Storage Class Memory）が用いられてもよい。また、二次キャッシュを実現する不揮発性記憶装置は、ＣＭに内蔵されていてもよい。

図３は、ＣＭのハードウェア構成例を示す図である。図３では例としてＣＭ１００ａについて示すが、他のＣＭ１００ｂ～１００ｄも同様のハードウェア構成によって実現可能である。

ＣＭ１００ａは、例えば、図３に示すようなコンピュータとして実現される。図３に示すＣＭ１００ａは、プロセッサ１０１、ＲＡＭ１０２、ＳＳＤ１０３、ホストインタフェース（Ｉ／Ｆ）１０４、ドライブインタフェース（Ｉ／Ｆ）１０５、フラッシュインタフェース（Ｉ／Ｆ）１０６およびＣＭインタフェース（Ｉ／Ｆ）１０７を備える。

プロセッサ１０１は、ＣＭ１００ａ全体を統括的に制御する。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。

ＲＡＭ１０２は、例えばＤＲＡＭ（Dynamic RAM）として実現され、ＣＭ１００ａ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。なお、後述するように、ＲＡＭ１０２の記憶領域の一部は、論理ボリュームに対するＩ／Ｏ制御の際に一次キャッシュとして用いられる。

ＳＳＤ１０３は、ＣＭ１００ａ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。なお、補助記憶装置としては、ＨＤＤなどの他の種類の不揮発性記憶装置を使用することもできる。

ホストインタフェース１０４は、ネットワーク５１１を介してホストサーバ４００ａ，４００ｂや管理端末５００と通信する。
ドライブインタフェース１０５は、ディスクアレイ２００ａに接続されている。図３に示すように、ディスクアレイ２００ａには、複数台のＨＤＤ２０１，２０２，・・・が搭載されている。ドライブインタフェース１０５は、ディスクアレイ２００ａに搭載されたＨＤＤ２０１，２０２，・・・と通信する。

フラッシュインタフェース１０６は、フラッシュモジュール３００ａに接続されている。図３に示すように、フラッシュモジュール３００ａには、複数台のフラッシュメモリ３０１，３０２，・・・が搭載されている。フラッシュインタフェース１０６は、フラッシュモジュール３００ａに搭載されたフラッシュメモリ３０１，３０２，・・・と通信する。

ＣＭインタフェース１０７は、スイッチ５１２を介して他のＣＭ１００ｂ～１００ｄと通信する。
以上のようなハードウェア構成によって、ＣＭ１００ａの処理機能を実現することができる。なお、例えば、ホストサーバ４００ａ，４００ｂについても、図３に示したようなハードウェア構成を有するコンピュータとして実現することができる。

図４は、ＣＭが備える処理機能の構成例を示す図である。図４では例としてＣＭ１００ａについて示すが、他のＣＭ１００ｂ～１００ｄも同様の処理機能を備えている。
まず、ＲＡＭ１０２には、一次キャッシュ１１１の領域が確保される。また、フラッシュモジュール３００ａには、二次キャッシュ３１１の領域が確保される。ＣＭ１００ａは、論理ボリュームに対するＩ／Ｏ処理を、一次キャッシュ１１１と二次キャッシュ３１１を用いて制御する。

また、ＲＡＭ１０２には、キャッシュ管理情報１１２と担当ＣＭ管理情報１１３が記憶される。キャッシュ管理情報１１２は、一次キャッシュ１１１および二次キャッシュ３１１を管理するための情報であり、例えば、論理ボリューム上のアドレスとキャッシュ上のアドレスとの対応関係を示す情報や、論理ボリューム上のデータの属性を示す情報などを含む。担当ＣＭ管理情報１１３は、論理ボリュームとその担当ＣＭとの対応関係を示す情報である。「担当ＣＭ」とは、論理ボリュームに対するＩ／Ｏ処理を制御するＣＭを示す。

また、ＣＭ１００ａは、ホスト通信部１２１、リソース制御部１２２、キャッシュ制御部１２３、ＲＡＩＤ（Redundant Array of Inexpensive Disks）制御部１２４および切り替え制御部１２５を備える。ホスト通信部１２１、リソース制御部１２２、キャッシュ制御部１２３、ＲＡＩＤ制御部１２４および切り替え制御部１２５の処理は、例えば、ＣＭ１００ａが備えるプロセッサ１０１が所定のアプリケーションプログラムを実行することで実現される。

ホスト通信部１２１は、ホストサーバ４００ａ，４００ｂとの間や管理端末５００との間の通信処理を実行する。例えば、ホスト通信部１２１は、ホストサーバ４００ａ，４００ｂからＩ／Ｏ要求を受信し、そのＩ／Ｏ要求に対する応答をホストサーバ４００ａ，４００ｂに送信する。

リソース制御部１２２は、担当ＣＭ管理情報１１３を参照して、ホスト通信部１２１が受信したＩ／Ｏ要求の対象の論理ボリュームについての担当ＣＭを判定する。リソース制御部１２２は、担当ＣＭが自ＣＭ（ここではＣＭ１００ａ）である場合、Ｉ／Ｏ要求を自ＣＭ内のキャッシュ制御部１２３に受け渡す。一方、リソース制御部１２２は、担当ＣＭが他のＣＭである場合、Ｉ／Ｏ要求をそのＣＭに転送する。また、リソース制御部１２２は、他のＣＭのリソース制御部から転送されたＩ／Ｏ要求を受信すると、そのＩ／Ｏ要求を自ＣＭ内のキャッシュ制御部１２３に受け渡す。

キャッシュ制御部１２３は、一次キャッシュ１１１および二次キャッシュ３１１を用いて、Ｉ／Ｏ要求に応じたＩ／Ｏ処理を実行する。
ＲＡＩＤ制御部１２４は、ディスクアレイ２００ａに対するＩ／Ｏ処理やフラッシュモジュール３００ａに対するＩ／Ｏ処理を、ＲＡＩＤを用いて制御する。例えば、ＲＡＩＤ制御部１２４は、論理ボリューム内のデータをディスクアレイ２００ａに書き込む要求をキャッシュ制御部１２３から受信すると、そのデータがディスクアレイ２００ａ内の複数のＨＤＤに冗長化されるようにデータの書き込みを行う。また、ＲＡＩＤ制御部１２４は、二次キャッシュ３１１に対するデータの書き込み要求をキャッシュ制御部１２３から受信すると、そのデータがフラッシュモジュール３００ａ内の複数のフラッシュメモリに冗長化されるようにデータの書き込みを行う。

なお、このようなＩ／Ｏ制御の際のＲＡＩＤレベルは、ディスクアレイ２００ａおよびフラッシュモジュール３００ａのそれぞれについて任意に設定される。また、これらのＲＡＩＤレベルは論理ボリュームごとに個別に設定されてもよい。

切り替え制御部１２５は、担当ＣＭの切り替え処理を制御する。
図５は、担当ＣＭとアクセスパスについて説明するための図である。前述のように、担当ＣＭとは、論理ボリュームに対するＩ／Ｏ処理を制御するＣＭを示す。ホストサーバ４００ａ，４００ｂからのアクセス対象となる論理ボリュームのそれぞれには、Ｉ／Ｏ制御を担当する１つのＣＭが対応付けられている。

図５の例では、論理ボリュームＬＶ１の担当ＣＭとしてＣＭ１００ａが設定され、論理ボリュームＬＶ２の担当ＣＭとしてＣＭ１００ｂが設定されている。この場合、ＣＭ１００ａは、論理ボリュームＬＶ１に対応付けて確保されたキャッシュ領域ＣＡ１を用いて、論理ボリュームＬＶ１に対するアクセス処理を制御する。また、ＣＭ１００ｂは、論理ボリュームＬＶ２に対応付けて確保されたキャッシュ領域ＣＡ２を用いて、論理ボリュームＬＶ２に対するアクセス処理を制御する。

なお、キャッシュ領域ＣＡ１，ＣＡ２のいずれも、実際には一次キャッシュと二次キャッシュの各領域を含む。また、論理ボリュームＬＶ１，ＬＶ２のいずれも、ディスクアレイ２００ａまたはディスクアレイ２００ｂに含まれる複数のＨＤＤを用いて実現され、ＲＡＩＤによってデータが複数のＨＤＤに冗長化されて格納される。

一方、ホストサーバ４００ａ，４００ｂは、ある論理ボリュームにアクセスする際に複数のアクセスパスを用いることができる。これにより、１つのアクセスパスが異常発生などによって閉塞された場合でも、他のアクセスパスを介して論理ボリュームとの間のＩ／Ｏ処理を継続できる。

図５の例では、ホストサーバ４００ａが論理ボリュームＬＶ１にアクセスするためのアクセスパスとして、ホストサーバ４００ａとＣＭ１００ａとの間のアクセスパス５２１と、ホストサーバ４００ａとＣＭ１００ｂとの間のアクセスパス５２２とが設定されている。ここで、ＣＭ１００ａ～１００ｄのそれぞれは、論理ボリュームとその担当ＣＭとの対応関係を示す担当ＣＭ管理情報１１３を保持している。そして、ＣＭ１００ａ～１００ｄのリソース制御部１２２は、いずれかのホストサーバから論理ボリュームに対するＩ／Ｏ要求を受信すると、担当ＣＭ管理情報１１３に基づいてその論理ボリュームの担当ＣＭを判別する。担当ＣＭが他のＣＭの場合、リソース制御部１２２は、そのＣＭに対してＩ／Ｏ要求を転送する。

例えば、図５において、ホストサーバ４００ａがアクセスパス５２１を利用し、ＣＭ１００ａに対して論理ボリュームＬＶ１に対するＩ／Ｏ要求を送信したとする。この場合、ＣＭ１００ａのリソース制御部１２２は、担当ＣＭ管理情報１１３に基づき、受信したＩ／Ｏ要求をＣＭ１００ａのキャッシュ制御部１２３に受け渡す。一方、ホストサーバ４００ａがアクセスパス５２２を利用し、ＣＭ１００ｂに対して論理ボリュームＬＶ１に対するＩ／Ｏ要求を送信したとする。この場合、ＣＭ１００ｂのリソース制御部１２２は、担当ＣＭ管理情報１１３に基づき、受信したＩ／Ｏ要求を担当ＣＭであるＣＭ１００ａに転送する。転送されたＩ／Ｏ要求は、ＣＭ１００ａのキャッシュ制御部１２３に受け渡される。このようにして、アクセスパス５２１，５２２のどちらを用いてＩ／Ｏ要求が送信されても、論理ボリュームＬＶ１に対するＩ／Ｏ処理は担当ＣＭであるＣＭ１００ａによって制御される。

図６は、一次キャッシュと二次キャッシュを用いたＩ／Ｏ処理について説明するための図である。前述のように、論理ボリュームに対するＩ／Ｏ処理は、ＲＡＭ１０２によって実現される一次キャッシュ１１１と、フラッシュモジュール（ここではフラッシュモジュール３００ａとする）によって実現される二次キャッシュ３１１とを用いて制御される。

例えば、ＣＭ１００ａに対して論理ボリュームに対するデータＤ１の書き込みが要求されたとする。この場合、ＣＭ１００ａのキャッシュ制御部１２３は、データＤ１を一次キャッシュ１１１に書き込む。これとともに、ＣＭ１００ａの故障によるデータロストを防ぐために、キャッシュ制御部１２３は、あらかじめ決められたバックアップ先のＣＭ（ここではＣＭ１００ｂとする）に対してデータＤ１を転送する。これにより、ＣＭ１００ｂのＲＡＭ１０１にもデータＤ１が書き込まれ、データＤ１が二重化される。これらの処理が完了すると、キャッシュ制御部１２３は、書き込み要求元のホストサーバに対して応答を返す。

また、キャッシュ制御部１２３は、一次キャッシュ１１１にデータを書き込む際に一次キャッシュ１１１の空き領域が足りない場合には、一次キャッシュ１１１内のデータのうち最終アクセス時刻が最も早いデータを二次キャッシュ３１１に移動させる。図６の例ではデータＤ２が一次キャッシュ１１１から二次キャッシュ３１１に移動されたとする。ここで、二次キャッシュ３１１への書き込みでは、データはフラッシュモジュール３００ａ上の複数のフラッシュメモリに冗長化されて書き込まれる。例えば、フラッシュメモリ３０１，３０２を用いてＲＡＩＤ１で制御される場合、データＤ２はフラッシュメモリ３０１，３０２にミラーリングされる。

なお、データが二次キャッシュ３１１に書き込まれるケースとしては、上記のように一次キャッシュ１１１からデータが追い出されたケースに加え、ホストサーバからの書き込み要求に対して二次キャッシュ３１１でヒットしたケースもある。

ところで、一次キャッシュ１１１および二次キャッシュ３１１に対するデータの書き込みは、ＲＡＭ１０２に記憶されたキャッシュ管理情報１１２を用いて管理される。一次キャッシュ１１１や二次キャッシュ３１１にデータが書き込まれると、そのデータに関する管理データがキャッシュ管理情報１１２に登録される。この管理データには、データの書き込み先を示す論理ボリュームの番号およびその論理ボリューム上の論理アドレス（Logical Block Address：ＬＢＡ）と、キャッシュ領域における格納先アドレスを含む。一次キャッシュ１１１への書き込みの場合、格納先アドレスとしては、例えば、ＲＡＭ１０２上のメモリアドレスが登録される。二次キャッシュ３１１への書き込みの場合、格納先アドレスとしては、例えば、フラッシュモジュール３００ａ上の複数のフラッシュメモリをＲＡＩＤにより制御することで実現される論理記憶領域（ＲＡＩＤボリューム）におけるアドレスが登録される。

また、キャッシュ管理情報１１２に対して管理データが新規に登録されると、その管理データはバックアップ先のＣＭ１００ｂに転送され、そのＣＭ１００ｂのＲＡＭ１０２にも格納される。また、キャッシュ管理情報１１２内の管理データが更新されると、バックアップ先のＣＭ１００ｂに格納された対応する管理データも更新される。このようにして、少なくともキャッシュ上のダーティデータに対応する管理データが二重化される。

図６の例では、データＤ１が一次キャッシュ１１１に書き込まれると、そのデータＤ１に対応する管理データＭ１がキャッシュ管理情報１１２に登録される。これとともに、登録された管理データＭ１はＣＭ１００ｂに転送され、ＣＭ１００ｂのＲＡＭ１０２に格納される。

また、データＤ２が一次キャッシュ１１１から二次キャッシュ３１１に移動すると、データＤ２に対応する管理データＭ２のうち、キャッシュ領域における格納先アドレスが更新される。これとともに、更新後の管理データＭ２がＣＭ１００ｂに転送され、ＣＭ１００ｂのＲＡＭ１０２に格納されている管理データＭ２が更新後の管理データＭ２によって更新される。これにより、管理データＭ２が二重化される。

この管理データＭ２の例のように、二次キャッシュ３１１に関する管理データは、二次キャッシュ３１１の領域が確保されたフラッシュモジュールではなく、ＣＭ内のＲＡＭ上に格納される。これにより、管理データの読み書きの速度を向上させることができ、その結果として、一次キャッシュ１１１や二次キャッシュ３１１を用いたＩ／Ｏ処理速度を高めることができる。

図７は、キャッシュ管理情報のデータ構成例を示す図である。キャッシュ管理情報１１２は、ハッシュテーブル１１２－１とページ管理情報１１２－２を含む。これらのハッシュテーブル１１２－１およびページ管理情報１１２－２は、一次キャッシュ１１１と二次キャッシュ３１１のそれぞれについて生成される。図７では例として、二次キャッシュ３１１についてのハッシュテーブル１１２－１およびページ管理情報１１２－２を示す。

ハッシュテーブル１１２－１には、キャッシュ領域内の単位領域であるキャッシュページごと（図７の例では二次キャッシュ３１１のキャッシュページごと）のレコードが登録される。各レコードには、レコードを識別するレコード番号と、キャッシュページを識別するキャッシュページＩＤとが登録される。

また、キャッシュ管理情報１１２には、キャッシュページＩＤごとに（すなわちキャッシュページごとに）ページ管理情報１１２－２が登録される。ページ管理情報１１２－２には、キャッシュページの物理位置情報と、キャッシュページに格納されたデータの属性を示すデータ属性とが登録される。図７では例として、フラッシュモジュールにおける二次キャッシュ３１１の記憶領域がＲＡＩＤ１で管理されるものとすると、物理位置情報としては、メインのフラッシュメモリを示すフラッシュ番号と、そのフラッシュメモリ内のアドレスを示すフラッシュアドレスとが登録される。データ属性は、格納されたデータがダーティデータであるか否か（ライトバック済みのデータであるか否か）を示す。

ここで、ハッシュテーブル１１２－１のレコード番号は、論理ボリュームにおけるデータの書き込み先情報に基づくハッシュキーである。例えば、論理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、キャッシュ制御部１２３は、その論理ボリュームのボリューム番号と、論理ボリュームにおける書き込み先範囲の先頭論理アドレスとに基づいてハッシュキーを算出する。キャッシュ制御部１２３は、算出されたハッシュキーと同じレコード番号がハッシュテーブル１１２－１に存在しない場合（キャッシュミスの場合）、ハッシュテーブル１１２－１に新たなレコードを登録して、レコード番号としてハッシュキーを登録する。また、キャッシュ制御部１２３は、空いているキャッシュページのキャッシュページＩＤを取得して、そのレコードに登録し、取得したキャッシュページＩＤに対応するページ管理情報１１２－２に対して、ダーティデータを示すデータ属性を登録する。

なお、図６に示した管理データＭ２は、ハッシュテーブル１１２－１のレコードのうち、データＤ２が格納されるキャッシュページに対応するレコードと、このレコードに対応するページ管理情報１１２－２とを示す。

次に、図８、図９のフローチャートを用いて、論理ボリュームに対するＩ／Ｏ処理手順を説明する。図８、図９では例として、ＣＭ１００ａが担当ＣＭである論理ボリュームに対する、ＣＭ１００ａでのＩ／Ｏ処理について説明する。

図８は、論理ボリュームからのデータの読み出し処理を示すフローチャートの例である。
［ステップＳ１１］ＣＭ１００ａのホスト通信部１２１は、ホストサーバから、論理ボリュームからの読み出し要求を受信し、リソース制御部１２２に受け渡す。リソース制御部１２２は、担当ＣＭ管理情報１１３に基づいて、読み出し元の論理ボリュームの担当ＣＭがＣＭ１００ａであると判定すると、読み出し要求をキャッシュ制御部１２３に受け渡す。

なお、例えば他のＣＭが読み出し要求を受信した場合、そのＣＭのリソース制御部１２２が、担当ＣＭ管理情報１１３に基づいて担当ＣＭがＣＭ１００ａであると判定し、読み出し要求をＣＭ１００ａに転送する。ＣＭ１００ａでは、転送された読み出し要求をリソース制御部１２２が受信し、キャッシュ制御部１２３に受け渡す。

［ステップＳ１２］キャッシュ制御部１２３は、キャッシュ管理情報１１２に含まれる一次キャッシュ１１１用のハッシュテーブルを参照して、論理ボリュームにおける読み出し元範囲のデータが一次キャッシュ１１１に存在するかを判定する。読み出し元の論理ボリュームのボリューム番号および読み出し元アドレスを基に算出されたハッシュキーがレコード番号として登録されたレコードが、ハッシュテーブルに登録されている場合、読み出し元範囲のデータが一次キャッシュ１１１に存在する（一次キャッシュヒット）と判定される。読み出し元範囲のデータが一次キャッシュ１１１に存在する場合、処理がステップＳ１６に進められ、存在しない場合、処理がステップＳ１３に進められる。

［ステップＳ１３］キャッシュ制御部１２３は、キャッシュ管理情報１１２に含まれる二次キャッシュ３１１用のハッシュテーブルを参照して、論理ボリュームにおける読み出し元範囲のデータが二次キャッシュ３１１に存在するかを判定する。読み出し元の論理ボリュームのボリューム番号および読み出し元アドレスを基に算出されたハッシュキーがレコード番号として登録されたレコードが、ハッシュテーブルに登録されている場合、読み出し元範囲のデータが二次キャッシュ３１１に存在する（二次キャッシュヒット）と判定される。読み出し元範囲のデータが二次キャッシュ３１１に存在する場合、処理がステップＳ１４に進められ、存在しない場合、処理がステップＳ１５に進められる。

［ステップＳ１４］キャッシュ制御部１２３は、二次キャッシュ３１１から読み出し元範囲のデータを読み出し、一次キャッシュ１１１にコピーする。このとき、キャッシュ制御部１２３は、読み出したデータをバックアップ先のＣＭに転送してＲＡＭ１０１に二重化する。また、キャッシュ制御部１２３は、キャッシュ管理情報１１２に含まれる管理データのうち、コピー先のキャッシュページに対応する管理データを更新するとともに、更新された管理データをバックアップ先のＣＭに転送してＲＡＭ１０１に二重化する。

［ステップＳ１５］キャッシュ制御部１２３は、ディスクアレイ２００ａ内のＨＤＤから読み出し元範囲のデータを読み出し、一次キャッシュ１１１にコピーする。このとき、キャッシュ制御部１２３は、読み出したデータをバックアップ先のＣＭに転送してＲＡＭ１０１に二重化する。また、キャッシュ制御部１２３は、キャッシュ管理情報１１２に含まれる管理データのうち、コピー先のキャッシュページに対応する管理データを更新するとともに、更新された管理データをバックアップ先のＣＭに転送してＲＡＭ１０１に二重化する。

なお、ステップＳ１４，Ｓ１５では、一次キャッシュ１１１の空き領域が足りない場合、一次キャッシュ１１１上のキャッシュページのうち最終アクセス時刻が最も早いキャッシュページに記憶されたデータが、二次キャッシュ３１１に追い出される。そして、そのキャッシュページに対して、二次キャッシュ３１１またはＨＤＤから読み出したデータが格納される。

［ステップＳ１６］キャッシュ制御部１２３は、読み出しが要求されたデータを一次キャッシュ１１１から読み出す。読み出されたデータはリソース制御部１２２の制御により、読み出し要求を受信したＣＭ内のホスト通信部１２１を介してホストサーバに転送される。

図９は、論理ボリュームに対するデータの書き込み処理を示すフローチャートの例である。
［ステップＳ２１］ＣＭ１００ａのホスト通信部１２１は、ホストサーバから、論理ボリュームに対する書き込み要求と書き込みデータを受信し、リソース制御部１２２に受け渡す。リソース制御部１２２は、担当ＣＭ管理情報１１３に基づいて、書き込み先の論理ボリュームの担当ＣＭがＣＭ１００ａであると判定すると、書き込み要求と書き込みデータをキャッシュ制御部１２３に受け渡す。

なお、例えば他のＣＭが書き込み要求と書き込みデータを受信した場合、そのＣＭのリソース制御部１２２が、担当ＣＭ管理情報１１３に基づいて担当ＣＭがＣＭ１００ａであると判定し、書き込み要求と書き込みデータをＣＭ１００ａに転送する。ＣＭ１００ａでは、転送された読み出し要求および書き込みデータをリソース制御部１２２が受信し、キャッシュ制御部１２３に受け渡す。

［ステップＳ２２］キャッシュ制御部１２３は、キャッシュ管理情報１１２に含まれる一次キャッシュ１１１用のハッシュテーブルを参照して、論理ボリュームにおける書き込み先範囲のデータが一次キャッシュ１１１に存在するかを判定する。書き込み先の論理ボリュームのボリューム番号および書き込み先アドレスを基に算出されたハッシュキーがレコード番号として登録されたレコードが、ハッシュテーブルに登録されている場合、書き込み先範囲のデータが一次キャッシュ１１１に存在する（一次キャッシュヒット）と判定される。書き込み先範囲のデータが一次キャッシュ１１１に存在する場合、処理がステップＳ２３に進められ、存在しない場合、処理がステップＳ２４に進められる。

［ステップＳ２３］キャッシュ制御部１２３は、書き込みデータを、一次キャッシュ１１１に記憶されている書き込み先範囲のデータに上書きして書き込む。このとき、キャッシュ制御部１２３は、書き込みデータをバックアップ先のＣＭに転送し、ＲＡＭ１０１に二重化されている書き込み先範囲の元のデータに上書きする。

［ステップＳ２４］キャッシュ制御部１２３は、キャッシュ管理情報１１２に含まれる二次キャッシュ３１１用のハッシュテーブルを参照して、論理ボリュームにおける書き込み先範囲のデータが二次キャッシュ３１１に存在するかを判定する。書き込み先の論理ボリュームのボリューム番号および書き込み先アドレスを基に算出されたハッシュキーがレコード番号として登録されたレコードが、ハッシュテーブルに登録されている場合、書き込み先範囲のデータが二次キャッシュ３１１に存在する（二次キャッシュヒット）と判定される。書き込み先範囲のデータが二次キャッシュ３１１に存在する場合、処理がステップＳ２５に進められ、存在しない場合、処理がステップＳ２６に進められる。

［ステップＳ２５］キャッシュ制御部１２３は、書き込みデータを、二次キャッシュ３１１に記憶されている書き込み先範囲のデータに上書きして書き込む。
［ステップＳ２６］キャッシュ制御部１２３は、書き込みデータを一次キャッシュ１１１に書き込むとともに、書き込みデータをバックアップ先のＣＭに転送してＲＡＭ１０１に二重化する。また、キャッシュ制御部１２３は、データ書き込み先のキャッシュページに対応する管理データをキャッシュ管理情報１１２に新規登録するとともに、その管理データをバックアップ先のＣＭに転送してＲＡＭ１０１に二重化する。

［ステップＳ２７］キャッシュ制御部１２３は、書き込み完了の応答処理をリソース制御部１２２に依頼する。このリソース制御部１２２の処理により、書き込み完了の応答が、書き込み要求を受信したＣＭ内のホスト通信部１２１を介してホストサーバに送信される。

なお、図８、図９の手順により二次キャッシュ３１１に書き込まれたデータは、論理ボリュームのＩ／Ｏ処理とは非同期のタイミングでディスクアレイのＨＤＤにライトバックされる。例えば、二次キャッシュ３１１に新たなデータを書き込む際に空き領域が不足している場合、二次キャッシュ３１１上のキャッシュページのうち最終アクセス時刻が最も早いキャッシュページに記憶されたデータが追い出されて、ディスクアレイのＨＤＤにライトバックされる。あるいは、バックグラウンドの処理によって二次キャッシュ３１１上のデータのライトバックが行われてもよい。この場合、二次キャッシュ３１１上のキャッシュページの中から最終アクセス時刻が早い順にキャッシュページが選択され、選択されたキャッシュページ内のデータがディスクアレイのＨＤＤにライトバック（コピー）されう。このとき、選択されたキャッシュページに対応するページ管理情報のデータ属性が、ライトバック済みを示すように更新される。

次に、論理ボリュームについての担当ＣＭの切り替え処理について説明する。
本実施の形態に係るストレージシステムでは、論理ボリュームの担当ＣＭを任意の他のＣＭに切り替えることが可能となっている。例えば、ある論理ボリュームの担当ＣＭであるＣＭにおいて処理負荷が過大となった場合に、担当ＣＭを、他のＣＭのうち処理負荷が最も低いＣＭに切り替えることが可能である。また、前述のように、各ＣＭ内のキャッシュ領域や管理データのバックアップ先ＣＭはあらかじめ決められているが、担当ＣＭの切り替え先は、バックアップ先ＣＭであるか否かに関係なく選択することができる。

ここで、担当ＣＭの切り替え処理の比較例を図１０に示し、その後に本実施の形態における切り替え処理の詳細について説明する。
図１０は、担当ＣＭの切り替え処理の比較例を示すフローチャートである。図１０に示す比較例では、キャッシュ領域とバックエンドの記憶領域との間のデータの整合性を維持するために、キャッシュ領域内のデータをすべてライトバックした後に担当ＣＭが切り替えられる。

［ステップＳ３１］管理端末５００からＣＭ１００ａに対して、ある論理ボリュームの担当ＣＭの切り替え指示が送信される。ここでは例として、論理ボリュームＬＶ１の担当ＣＭをＣＭ１００ａからＣＭ１００ｃに切り替えるように指示されたとする。ＣＭ１００ａのホスト通信部１２１は、切り替え指示を受信し、切り替え制御部１２５に受け渡す。

［ステップＳ３２］切り替え制御部１２５は、キャッシュ制御部１２３に対して、一次キャッシュ１１１および二次キャッシュ３１１のダーティデータをライトバックするように指示する。キャッシュ制御部１２３はこの指示に応じて、一次キャッシュ１１１および二次キャッシュ３１１のダーティデータをディスクアレイ２００ａの対応するＨＤＤにライトバックする。

［ステップＳ３３］ステップＳ３３ですべてのダーティデータのライトバックが完了すると、切り替え制御部１２５は、キャッシュ制御部１２３に、論理ボリュームＬＶ１に対するＩ／Ｏ処理を停止させる。

［ステップＳ３４］切り替え制御部１２５は、一次キャッシュ１１１および二次キャッシュ３１１に格納されたすべてのデータを削除するように指示する。キャッシュ制御部１２３はこの指示に応じて、一次キャッシュ１１１および二次キャッシュ３１１に格納されたすべてのデータを削除する。

［ステップＳ３５］ステップＳ３４で対応するすべてのデータが削除されると、切り替え制御部１２５は、論理ボリュームＬＶ１の担当ＣＭをＣＭ１００ｃに切り替える処理を実行する。具体的には、切り替え制御部１２５は、論理ボリュームＬＶ１の担当ＣＭがＣＭ１００ｃを示すように担当ＣＭ管理情報１１３を更新する。また、切り替え制御部１２５は、他のＣＭに対しても論理ボリュームＬＶ１の担当ＣＭをＣＭ１００ｃに切り替えることを通知して、各ＣＭの担当ＣＭ管理情報１１３を更新させる。

このステップＳ３５が実行されると、切り替え先のＣＭ１００ｃにより、論理ボリュームＬＶ１に対するＩ／Ｏ処理が再開される。このとき、ＣＭ１００ｃのキャッシュ制御部１２３は、ＣＭ１００ｃが備えるＲＡＭ１０２に確保した一次キャッシュと、ＣＭ１００ｃに接続されたフラッシュモジュールに確保した二次キャッシュとを用いて、論理ボリュームＬＶ１に対するＩ／Ｏ処理を制御できる。

［ステップＳ３６］切り替え制御部１２５は、担当ＣＭの切り替え完了の応答を、ホスト通信部１２１を介して管理端末５００に送信する。
なお、切り替え元のＣＭ１００ａのキャッシュ制御部１２３は、ステップＳ３１の開始からステップＳ３５の完了までの期間に論理ボリュームＬＶ１へのデータの書き込みが要求された場合には、例えば、書き込みデータをキャッシュ領域に書き込まず、バックエンドの記憶領域に直接書き込む。一方、キャッシュ制御部１２３は、この期間に論理ボリュームＬＶ１からのデータの読み出しが要求されたときにキャッシュヒットした場合には、キャッシュ領域からデータを読み出すことができる。ただし、データの不整合を防止するため、一次キャッシュ１１１と二次キャッシュ３１１との間のデータ移動やデータコピーが行われないことが望ましい。

以上の図１０のような担当ＣＭの切り替え処理では、切り替え指示を受信してから切り替え完了の応答が行われるまでの応答時間が長くなるという問題がある。この応答時間は、主に、一次キャッシュ１１１および二次キャッシュ３１１のデータのライトバックにかかる時間に依存する。特に、二次キャッシュ３１１の容量は一次キャッシュ１１１の容量よりはるかに大きく、その分だけ二次キャッシュ３１１のデータのライトバックにかかる時間が長くなることが、切り替え完了の応答までにかかる時間を長くしてしまう。

そこで、本実施の形態に係るストレージシステムでは、下記に示す「切り替え処理Ａ」「切り替え処理Ｂ」という２つの方法が用いられる。
図１１は、担当ＣＭの切り替え処理Ａを示すフローチャートの例である。図１１の処理は、管理端末５００からの担当ＣＭの切り替え指示を受信した場合に実行される。ここでは図１０と同様に、論理ボリュームＬＶ１の担当ＣＭをＣＭ１００ａからＣＭ１００ｃに切り替えるように指示されたとする。

［ステップＳ４１］ＣＭ１００ａの切り替え制御部１２５は、キャッシュ制御部１２３に、論理ボリュームＬＶ１に対するＩ／Ｏ処理を停止させる。
［ステップＳ４２］切り替え制御部１２５は、キャッシュ制御部１２３に対して、一次キャッシュ１１１のダーティデータをライトバックするように指示する。キャッシュ制御部１２３はこの指示に応じて、一次キャッシュ１１１のダーティデータをディスクアレイ２００ａの対応するＨＤＤにライトバックする。

［ステップＳ４３］切り替え制御部１２５は、キャッシュ管理情報１１２に含まれる管理データのうち、二次キャッシュ３１１に関する管理データを、切り替え先のＣＭ１００ｃに転送して、ＣＭ１００ｃのＲＡＭ１０２にコピーする。具体的には、二次キャッシュ３１１のキャッシュページのうち、ダーティデータが格納されたキャッシュページについての管理データ（ハッシュテーブルのレコードとページ管理情報）がＣＭ１００ｃにコピーされる。この管理データは、切り替え先のＣＭ１００ｃが論理ボリュームＬＶ１のＩ／Ｏ処理を実行するために参照するキャッシュ管理情報１１２に組み込まれる。

なお、ステップＳ４２，Ｓ４３の処理は並行して実行されてもよい。そして、ステップＳ４２，Ｓ４３の両方の処理が完了すると、ステップＳ４４の処理が実行される。
［ステップＳ４４］切り替え制御部１２５は、担当ＣＭの切り替え完了の応答を、ホスト通信部１２１を介して管理端末５００に送信する。そして、切り替え制御部１２５は、切り替え先のＣＭ１００ｃに対してＩ／Ｏ処理を開始するように依頼する。これにより、ＣＭ１００ｃによって論理ボリュームＬＶ１に対するＩ／Ｏ処理が再開される。

なお、例えば、管理端末５００はホストサーバに対して、論理ボリュームＬＶ１の担当ＣＭが切り替えられたことを通知する。これにより、ホストサーバは、論理ボリュームＬＶ１についての切り替え後の担当ＣＭを認識して、その担当ＣＭに直接Ｉ／Ｏ要求を送信できるようになる。

以上の切り替え処理Ａによれば、二次キャッシュ３１１のライトバックを実行しない代わりに、二次キャッシュ３１１の管理データが切り替え先のＣＭ１００ｃをコピーすることで、切り替え処理が完了する。このため、切り替え指示から切り替え完了の応答までにかかる時間を短縮できる。

一方、切り替え先のＣＭ１００ｃは、図１１の処理が完了すると論理ボリュームＬＶ１のＩ／Ｏ処理を開始する。ただし、この段階では切り替え元のＣＭ１００ａの二次キャッシュ３１１にダーティデータが残っている。このため、切り替え先のＣＭ１００ｃがＩ／Ｏ処理を正しく引き継ぐためには、切り替え元の二次キャッシュ３１１のダーティデータにアクセスできる必要がある。ステップＳ４３でＣＭ１００ｃに転送された管理データは、ＣＭ１００ｃが論理ボリュームＬＶ１のＩ／Ｏ処理を実行するために参照するキャッシュ管理情報１１２に組み込まれる。これにより、転送された（コピーされた）管理データは、Ｉ／Ｏ処理を引き継いだＣＭ１００ｃが切り替え元の二次キャッシュ３１１のダーティデータにアクセスするために利用される。

このように、切り替え処理Ａでは、切り替え先ＣＭがＩ／Ｏ処理時に切り替え元の二次キャッシュにアクセスするための管理データが切り替え元ＣＭから切り替え先ＣＭにコピーされるだけで、切り替え処理が完了する。これにより、切り替え指示から応答までの時間が短縮される。

図１２は、切り替え処理Ａの完了後における切り替え先ＣＭでの読み出し処理を示すシーケンス図の例である。
前述のように、図１１に示した切り替え処理Ａが完了すると、切り替え先のＣＭ１００ｃが論理ボリュームＬＶ１のＩ／Ｏ処理を開始する。このとき、ＣＭ１００ｃのＲＡＭ１０２に確保された一次キャッシュと、ＣＭ１００ｃに接続されたフラッシュモジュール３００ｂに確保された二次キャッシュとを用いて、論理ボリュームＬＶ１のＩ／Ｏ処理が制御される。一次キャッシュについては、切り替え処理によって切り替え元の一次キャッシュがリセットされているので、切り替え先の一次キャッシュを用いて通常通りの制御が行われる。一方、二次キャッシュについては、論理ボリュームＬＶ１のうち、切り替え元の二次キャッシュに残っているダーティデータの読み出しが要求された場合には、そのデータが切り替え元の二次キャッシュから読み出される。論理ボリュームＬＶ１のうちその他の領域のデータについては、切り替え先の二次キャッシュを用いてＩ／Ｏ処理が実行される。

例えば、ホストサーバから、論理ボリュームＬＶ１からのデータの読み出し要求が送信され、ＣＭ１００ｃがこれを受信したとする（ステップＳ５１）。そして、ＣＭ１００ｃのキャッシュ制御部１２３は、ＣＭ１００ｃが保持するキャッシュ管理情報１１２に基づき、一次キャッシュにはミスヒットしたものの、二次キャッシュにはヒットしたと判定したとする（ステップＳ５２）。すなわち、データの読み出し位置情報に基づくハッシュキーが、キャッシュ管理情報１１２内の二次キャッシュ用ハッシュテーブルにおけるいずれかのレコードのレコード番号と一致したとする。

ここで、当該レコードに対応するページ管理情報に基づき、読み出しが要求されたデータがＣＭ１００ｃに接続されたフラッシュモジュール３００ｂに格納されている（切り替え先の二次キャッシュに格納されている）と判定されたとする（ステップＳ５３：Ｙｅｓ）。この場合、ＣＭ１００ｃのキャッシュ制御部１２３は、ＣＭ１００ｃに接続されたフラッシュモジュール３００ｂに確保された切り替え後の二次キャッシュから、読み出しが要求されたデータを読み出す。読み出されたデータはＣＭ１００ｃのホスト通信部１２１からホストサーバに送信され、これによって応答処理が実行される（ステップＳ５４）。実際には、読み出されたデータはＣＭ１００ｃの一次キャッシュにコピーされた後、ホストサーバに送信される。

一方、読み出しが要求されたデータが他のＣＭ（ここではＣＭ１００ａ）に接続されたフラッシュモジュール３００ａに格納されている（切り替え元の二次キャッシュに格納されている）と判定されたとする（ステップＳ５３：Ｎｏ）。これは、ステップＳ５２において、ハッシュキーと同一のレコード番号が登録されたレコードが、図１１のステップＳ４３で切り替え元のＣＭ１００ａからコピーされたものであったケースに相当する。

この場合、ＣＭ１００ｃのキャッシュ制御部１２３は、当該レコードに対応するページ管理情報に登録されたフラッシュ番号およびフラッシュアドレスを切り替え元のＣＭ１００ａに送信して、送信した情報が示す場所からのデータの読み出しを依頼する（ステップＳ５５）。ＣＭ１００ａのキャッシュ制御部１２３は、フラッシュモジュール３００ａにおける該当する場所、すなわち切り替え元の二次キャッシュにおける該当する場所からデータを読み出し、ＣＭ１００ｃに返送する（ステップＳ５６）。

ＣＭ１００ｃのキャッシュ制御部１２３は、返送されたデータを取得する。このデータはＣＭ１００ｃのホスト通信部１２１からホストサーバに送信され、これによって応答処理が実行される（ステップＳ５７）。実際には、読み出されたデータはＣＭ１００ｃの一次キャッシュにコピーされた後、ホストサーバに送信される。

このように、切り替え先のＣＭ１００ｃは、切り替え処理Ａによってコピーされた二次キャッシュの管理データを用いて、切り替え元の二次キャッシュに残っているライトバック未実行のデータを取得し、読み出し要求元に送信することができる。

なお、切り替え先のＣＭ１００ｃは、例えば、ＣＭ１００ｃに接続されたフラッシュモジュール３００ｂを用いた二次キャッシュを使用せずにＩ／Ｏ処理を制御してもよい。この場合、二次キャッシュのヒット判定は、切り替え元の二次キャッシュでヒットしたか否かのみが判定される。このような処理により、キャッシュ制御を簡易化できる。

また、書き込み要求に対しては次のような処理が実行される。例えば、切り替え先のＣＭ１００ｃは、書き込み要求に対して切り替え元の二次キャッシュでヒットした場合、書き込みデータを切り替え先の一次キャッシュに格納し、切り替え処理Ａで切り替え元ＣＭからコピーされた管理データを更新する。これとともに、ＣＭ１００ｃは、書き込みデータについての論理ボリュームＬＶ１上のアドレス情報を切り替え元のＣＭ１００ａに通知する。

後述するように、切り替え元のＣＭ１００ａは、切り替え処理Ａが完了した後、バックグラウンドで切り替え元の二次キャッシュ上のダーティデータをライトバックする。切り替え元のＣＭ１００ａは、切り替え先のＣＭ１００ａから通知された書き込み先のアドレス情報に基づいて、対応するダーティデータをライトバックの対象から外し、ライトバックが行われないようにする。あるいは、切り替え元のＣＭ１００ａは、通知された書き込みデータのアドレス情報に基づいて、対応するダーティデータを即座にライトバックする。このような処理により、データ不整合の発生を防止できる。

なお、図１１、図１２の例では、論理ボリュームＬＶ１の物理領域は、切り替え先のＣＭ１００ｃから直接アクセスできないディスクアレイ２００ａによって実現されている。このケースでは、切り替え先のＣＭ１００ｃは、書き込みが要求された際やライトバック実行の際に論理ボリュームＬＶ１の物理領域にアクセスする場合、ＣＭ１００ａまたはＣＭ１００ｂを介して論理ボリュームＬＶ１の物理領域にアクセスすることになる。

次に、図１３は、担当ＣＭの切り替え処理Ｂを示すフローチャートの例である。図１３の処理は、管理端末５００からの担当ＣＭの切り替え指示を受信した場合に実行される。ここでは図１０、図１１と同様に、論理ボリュームＬＶ１の担当ＣＭをＣＭ１００ａからＣＭ１００ｃに切り替えるように指示されたとする。

［ステップＳ６１］ＣＭ１００ａの切り替え制御部１２５は、キャッシュ制御部１２３に、論理ボリュームＬＶ１に対するＩ／Ｏ処理を停止させる。
［ステップＳ６２］切り替え制御部１２５は、キャッシュ制御部１２３に対して、一次キャッシュ１１１のダーティデータをライトバックするように指示する。キャッシュ制御部１２３はこの指示に応じて、一次キャッシュ１１１のダーティデータをディスクアレイ２００ａの対応するＨＤＤにライトバックする。

［ステップＳ６３］切り替え制御部１２５は、論理ボリュームＬＶ１についての二次キャッシュの管理ＣＭ番号としてＣＭ１００ａを示すＣＭ番号を、切り替え先のＣＭ１００ｃに送信し、ＣＭ１００ｃに記録させる。ＣＭ１００ｃでは、送信された管理ＣＭ番号が例えばＲＡＭ１０２に記録される。

なお、ステップＳ６２，Ｓ６３の処理は並行して実行されてもよい。そして、ステップＳ６２，Ｓ６３の両方の処理が完了すると、ステップＳ６４の処理が実行される。
［ステップＳ６４］切り替え制御部１２５は、担当ＣＭの切り替え完了の応答を、ホスト通信部１２１を介して管理端末５００に送信する。そして、切り替え制御部１２５は、切り替え先のＣＭ１００ｃに対してＩ／Ｏ処理を開始するように依頼する。これにより、ＣＭ１００ｃによって論理ボリュームＬＶ１に対するＩ／Ｏ処理が再開される。

以上の切り替え処理Ｂでは、二次キャッシュの管理ＣＭ番号を切り替え先ＣＭに送信して記録することで、切り替え処理が完了する。このため、図１０に示した比較例と比較して、切り替え指示から応答までの時間を短縮できる。

ここで、図１４を用いて、ステップＳ６３で送信・記録される管理ＣＭ番号について説明する。
図１４は、担当ＣＭ管理情報のデータ構成例を示す図である。前述のように、担当ＣＭ管理情報１１３には、論理ボリュームのボリューム番号と、その論理ボリュームの担当ＣＭを示す担当ＣＭ番号とが対応付けて登録されている。これに加えて、担当ＣＭ管理情報１１３には、論理ボリュームのボリューム番号に対応付けて、二次キャッシュの管理ＣＭ番号が登録される。管理ＣＭ番号は、対応する論理ボリュームのＩ／Ｏ処理に用いられる二次キャッシュを管理しているＣＭの番号を示す。この「二次キャッシュを管理しているＣＭ」とは、二次キャッシュを管理するための管理データを自装置のＲＡＭ１０２に保持しているＣＭを指す。

例えば図１４のボリューム番号「０」、「２」のように、通常、担当ＣＭと二次キャッシュの管理ＣＭは同一のＣＭとなる。このため、初期状態では、管理ＣＭ番号としては担当ＣＭ番号と同一の値が登録される。しかし、図１３のステップＳ６３では、切り替え元ＣＭのＣＭ番号が切り替え先ＣＭに送信され、切り替え先ＣＭ内の担当ＣＭ管理情報１１３に対して、送信されたＣＭ番号が管理ＣＭ番号として上書きして登録される。このため、図１４のボリューム番号「１」のように、担当ＣＭ番号と管理ＣＭ番号とが一致しない状態となる。

なお、以上の図１４は、ＣＭにおける管理ＣＭ番号の保持方法の一例である。管理ＣＭ番号は必ずしも担当ＣＭ管理情報１１３に登録されなくてもよく、ボリューム番号に対応付けてＣＭ内に保持されていればよい。

図１５は、切り替え処理Ｂの完了後における切り替え先ＣＭでの読み出し処理を示すシーケンス図の例である。
前述のように、図１３に示した切り替え処理Ｂが完了すると、切り替え先のＣＭ１００ｃが論理ボリュームＬＶ１のＩ／Ｏ処理を開始する。このときのＩ／Ｏ処理では、ＣＭ１００ｃのＲＡＭ１０２に確保された一次キャッシュが用いられるが、ＣＭ１００ｃに接続されたフラッシュモジュール３００ｂに確保された二次キャッシュは用いられない。その代わり、切り替え元のＣＭ１００ａに対して二次キャッシュにヒットするかの判定が依頼され、ヒットした場合には、ＣＭ１００ａによって二次キャッシュへのアクセスが行われる。

例えば、ホストサーバから、論理ボリュームＬＶ１からのデータの読み出し要求が送信され、ＣＭ１００ｃがこれを受信したとする（ステップＳ７１）。また、ＣＭ１００ｃのキャッシュ制御部１２３は、ＣＭ１００ｃが保持するキャッシュ管理情報１１２に基づき、一次キャッシュにヒットしないと判定したとする。すると、ＣＭ１００ｃのキャッシュ制御部１２３は次に、ＣＭ１００ｃ内の担当ＣＭ管理情報１１３を参照して、読み出し元の論理ボリュームに対応する二次キャッシュの管理ＣＭ番号を取得する。

ここで、取得された管理ＣＭ番号が示すＣＭが、他のＣＭ（切り替え元のＣＭ１００ａ）であったとする（ステップＳ７２）。この場合、ＣＭ１００ｃのキャッシュ制御部１２３は、切り替え元のＣＭ１００ａに対して二次キャッシュヒットの判定を依頼する（ステップＳ７３）。このとき、論理ボリュームＬＶ１における読み出し位置情報がＣＭ１００ａに対して指定される。

ＣＭ１００ａのキャッシュ制御部１２３は、ＣＭ１００ａが保持するキャッシュ管理情報１１２を参照して、二次キャッシュにヒットするかを判定する（ステップＳ７４）。ここでは、指定された読み出し位置情報に基づくハッシュキーが、キャッシュ管理情報１１２内の二次キャッシュ用ハッシュテーブルにおけるいずれかのレコードのレコード番号と一致して、二次キャッシュヒットと判定されたとする。この場合、ＣＭ１００ａのキャッシュ制御部１２３は、フラッシュモジュール３００ａに確保された切り替え元の二次キャッシュから、読み出しが要求されたデータを読み出し、ＣＭ１００ｃに返送する（ステップＳ７５）。

ＣＭ１００ｃのキャッシュ制御部１２３は、返送されたデータを取得する。このデータはＣＭ１００ｃのホスト通信部１２１からホストサーバに送信され、これによって応答処理が実行される（ステップＳ７６）。実際には、読み出されたデータはＣＭ１００ｃの一次キャッシュにコピーされた後、ホストサーバに送信される。

なお、ステップＳ７４で二次キャッシュミスと判定された場合には、その旨が切り替え先のＣＭ１００ｃに通知される。ＣＭ１００ｃのキャッシュ制御部１２３は、読み出しが要求されたデータをバックエンドの記憶領域から読み出し、ＣＭ１００ｃ内の一次キャッシュにコピーした後、ホストサーバに送信する。図１５の例では、ＣＭ１００ｃのキャッシュ制御部１２３は、切り替え元のＣＭ１００ａを介して、ディスクアレイ２００ａ内の対応するＨＤＤから読み出しが要求されたデータを取得することになる。

あるいは、ステップＳ７４で二次キャッシュミスと判定された場合、切り替え元のＣＭ１００ａのキャッシュ制御部１２３によって、データがディスクアレイ２００ａから読み出されてもよい。この場合、読み出されたデータがＣＭ１００ｃに転送され、ＣＭ１００ａのキャッシュ制御部１２３は、そのデータをＣＭ１００ｃ内の一次キャッシュにコピーした後、ホストサーバに送信する。

なお、書き込み要求に対しては次のような処理が実行される。例えば、切り替え先のＣＭ１００ｃは、書き込み要求に対して一次キャッシュでヒットしなかった場合、書き込み先のアドレス情報を切り替え元のＣＭ１００ａに通知する。切り替え元のＣＭ１００ａは、通知されたアドレス情報に基づいて二次キャッシュにヒットするかを判定する。ヒットした場合、ＣＭ１００ａは、二次キャッシュ上の対応するデータをライトバックの対象から外し、データ書き込みの許可を切り替え先のＣＭ１００ｃに通知する。一方、ヒットしなかった場合、ＣＭ１００ａは、データ書き込みの許可を切り替え先のＣＭ１００ｃに通知する。許可通知を受けたＣＭ１００ｃは、書き込みが要求されたデータをＣＭ１００ｃ内の一次キャッシュに格納し、書き込み要求に対する応答を行う。

ここで、図１１に示した切り替え処理Ａでは、切り替え元の二次キャッシュに残っているダーティデータのデータ量が大きいほど、切り替え先ＣＭにコピーされる管理データのデータ量も大きくなる。このため、ダーティデータのデータ量が大きいほど、論理ボリュームＬＶ１のＩ／Ｏ処理が停止する時間が長くなってしまう。これに対して、図１３に示した切り替え処理Ｂでは、二次キャッシュの管理ＣＭ番号を切り替え先ＣＭに送信して記録することで、切り替え処理が完了する。このため、切り替え処理Ａと比較して、論理ボリュームＬＶ１のＩ／Ｏ処理が停止する時間を短縮できる。

一方で、切り替え後におけるＩ／Ｏ処理では、一次キャッシュにヒットしなかった場合には、二次キャッシュヒットの判定が切り替え元ＣＭに対して依頼される。図１２に示したように、切り替え処理Ａが実行された場合でも切り替え後のＩ／Ｏ処理時にＣＭ間通信が発生し得るが、切り替え処理Ｂの場合には、一次キャッシュにヒットしなかった場合に必ずＣＭ間通信が発生する。このため、切り替え処理Ａが実行された場合と比較して、切り替え後における論理ボリュームＬＶ１のＩ／Ｏ性能が低くなる。

このように、切り替え処理Ａ，Ｂの双方にメリットとデメリットがあることから、本実施の形態では、担当ＣＭの切り替えが指示された場合に、切り替え処理Ａ，Ｂのいずれかが適応的に選択されて実行されるようにする。具体的には、切り替え処理Ａを実行したと仮定した場合にＩ／Ｏ処理が停止する時間が所定の判定閾値を超えると見込まれる場合には、切り替え処理Ｂを実行する。これにより、切り替えに伴うＩ／Ｏ処理の停止時間を抑制できる。

また、切り替え処理Ｂが完了して切り替え先ＣＭでのＩ／Ｏ処理が開始されると、切り替え元ＣＭは、二次キャッシュに残っているダーティデータを順次ライトバックする。そして、二次キャッシュのダーティデータが減少し、それによって切り替え先ＣＭへ転送すべき管理データのデータ量が減少していくのに応じて、Ｉ／Ｏ処理が停止する見込み時間が上記の判定閾値以下になると、切り替え処理Ｂの代わりに切り替え処理Ａが実行される。これにより、切り替え先ＣＭによるＩ／Ｏ処理の性能を向上させる。

ここで、どちらの方法で切り替え処理を実行するかは、例えば、次の式（１）の条件を満たすか否かによって決定される。式（１）の条件を満たす場合、切り替え処理Ｂが実行され、式（１）の条件を満たさない場合、切り替え処理Ａが実行される。
（切り替え先ＣＭへ転送すべき管理データのデータ量）／（ＣＭ間のスループット）＞Ｉ／Ｏ処理の停止許容時間 ・・・（１）
式（１）における右辺の停止許容時間が、上記の判定閾値に対応する。式（１）における管理データのデータ量は、二次キャッシュに残っているダーティデータのデータ量、または、二次キャッシュのキャッシュページのうちデータ属性がダーティデータを示すキャッシュページの数、または、このキャッシュページに対応する管理データの数から算出される。また、式（１）におけるスループットや停止許容時間は、あらかじめ決められた値に設定される。これらのうち、停止許容時間は、例えば、ホストサーバがＩ／Ｏ要求（例えば読み出し要求）の送信から応答の受信までの応答時間として許容する時間として、任意に設定されてよい。例えば、Ｉ／Ｏ要求の送信時におけるホストサーバのタイムアウト時間と同じか、それより所定時間短い時間に設定する方法が考えられる。また、例えば、ＨＤＤなどの記憶装置における一般的な最大応答時間内の値として設定されてもよい。

図１６、図１７は、担当ＣＭの切り替えが指示された際の切り替え制御処理を示すフローチャートの例である。図１６、図１７では例として、担当ＣＭをＣＭ１００ａからＣＭ１００ｃに切り替えるように指示されたものとする。

［ステップＳ８１］管理端末５００からＣＭ１００ａに対して、論理ボリュームＬＶ１の担当ＣＭをＣＭ１００ａからＣＭ１００ｃに切り替える切り替え指示が送信されると、ＣＭ１００ａのホスト通信部１２１は、この切り替え指示を受信し、切り替え制御部１２５に受け渡す。

［ステップＳ８２］切り替え制御部１２５は、ＣＭ１００ａが保持するキャッシュ管理情報１１２を参照し、二次キャッシュのキャッシュページのうちデータ属性がダーティデータを示すキャッシュページの数を計数する。切り替え制御部１２５は、計数された値から前述の式（１）における管理データのデータ量を換算し、この値と、あらかじめ決められたＣＭ間のスループットおよびＩ／Ｏ処理の停止許容時間とに基づいて、式（１）の条件を満たすかを判定する。条件を満たす場合、処理がステップＳ８３に進められる。一方、条件を満たさない場合、処理がステップＳ８７に進められて、切り替え処理Ａが実行される。

［ステップＳ８３］切り替え制御部１２５の制御により、図１３に示した切り替え処理Ｂが実行される。これにより、二次キャッシュの管理ＣＭ番号としてＣＭ１００ａの番号が切り替え先のＣＭ１００ｃに転送され、ＣＭ１００ｃによって論理ボリュームＬＶ１のＩ／Ｏ処理が再開される。

［ステップＳ８４］切り替え制御部１２５は、ＣＭ１００ａが保持するキャッシュ管理情報１１２に基づいて、二次キャッシュ上のキャッシュページのうちダーティデータが格納されたキャッシュページを１つ選択する。切り替え制御部１２５は、選択されたキャッシュページのＩＤをキャッシュ制御部１２３に指定して、そのキャッシュページ内のデータのライトバックを指示する。キャッシュ制御部１２３はこの指示に応じて、二次キャッシュの該当データをディスクアレイ２００ａの対応するＨＤＤにライトバックする。

［ステップＳ８５］キャッシュ制御部１２３は、キャッシュ管理情報１１２の管理データのうち、ステップＳ８４でライトバックが行われたキャッシュページに対応する管理データを初期化する。この初期化では、例えば、ページ管理情報内のデータ属性がクリーンデータを示すように更新されてもよいし、該当ページ管理情報と、これに対応するハッシュテーブル上のレコードとがキャッシュ管理情報１１２から削除されてもよい。

［ステップＳ８６］切り替え制御部１２５は、ＣＭ１００ａが保持するキャッシュ管理情報１１２を再度参照し、二次キャッシュのキャッシュページのうちデータ属性がダーティデータを示すキャッシュページの数を計数する。切り替え制御部１２５は、計数された値から式（１）における管理データのデータ量を換算し、この値を用いて式（１）の条件を満たすかを判定する。条件を満たす場合、処理がステップＳ８４に進められて、ダーティデータが格納されたキャッシュページが１つ選択される。条件を満たさない場合、処理がステップＳ８７に進められる。

［ステップＳ８７］切り替え制御部１２５の制御により、図１１に示した切り替え処理Ａが実行される。これにより、キャッシュ管理情報１１２に含まれる管理データのうち二次キャッシュに関する管理データが切り替え先のＣＭ１００ｃにコピーされ、ＣＭ１００ｃによって論理ボリュームＬＶ１のＩ／Ｏ処理が再開される。

［ステップＳ８８］切り替え制御部１２５は、ＣＭ１００ａが保持するキャッシュ管理情報１１２を参照し、二次キャッシュ上にダーティデータが残っているかを判定する。ダーティデータが残っている場合、処理がステップＳ８９に進められ、ダーティデータが残っていない場合、処理がステップＳ９１に進められる。

［ステップＳ８９］ステップＳ８４と同様の処理手順により、二次キャッシュからダーティデータが格納されたキャッシュページが選択され、このダーティデータがＨＤＤにライトバックされる。

［ステップＳ９０］ステップＳ８５と同様の処理手順により、ライトバックが行われたキャッシュページに対応する管理データが初期化される。この後、処理がステップＳ８８に進められ、二次キャッシュにおけるダーティデータの有無が判定される。

［ステップＳ９１］切り替え制御部１２５は、切り替え先のＣＭ１００ｃに対して二次キャッシュからのライトバックが完了したことを通知する。ＣＭ１００ｃはこの通知を受けると、ＣＭ１００ｃ内の一次キャッシュに加え、ＣＭ１００ｃに接続されたディスクアレイ２００ｂに確保された二次キャッシュ（切り替え後の二次キャッシュ）を用いた通常のＩ／Ｏ制御を開始する。これにより、二次キャッシュについては、切り替え元の二次キャッシュを用いず、切り替え後の二次キャッシュだけを用いてＩ／Ｏ処理が制御されるようになる。また、ステップＳ８７において切り替え後の二次キャッシュが用いられていなかった場合には、このステップＳ９１において切り替え後の二次キャッシュの使用が開始される。

なお、切り替え元のＣＭ１００ａの切り替え制御部１２５は、論理ボリュームＬＶ１のためのキャッシュ管理情報１１２がＣＭ１００ａのＲＡＭ１０２に残っている場合には、これを削除する。

以上説明した第２の実施の形態では、図１０に示した比較例と比較して、担当ＣＭの切り替え指示から切り替え完了までの応答時間を短縮できる。また、切り替え処理Ａ，Ｂが切り替え元の二次キャッシュの状況に応じて選択されて実行されるので、切り替え時における論理ボリュームのＩ／Ｏ処理の停止時間を抑制でき、その結果として、切り替え完了の応答までにかかる時間を抑制できる。これとともに、Ｉ／Ｏ処理の停止時間を抑制しつつ、切り替え先ＣＭにおけるＩ／Ｏ処理の応答性能低下を抑制できる。

さらに、切り替え処理Ｂが実行された後には、切り替え元の二次キャッシュにおけるライトバックの進行に伴って、切り替え処理ＡにおけるＩ／Ｏ処理の停止見込み時間が許容値以下になった段階で、切り替え処理Ａが実行される。これにより、切り替え先ＣＭにおけるＩ／Ｏ処理の応答性能を向上させることができる。

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１０，２０、ＣＭ１００ａ～１００ｄ、ホストサーバ４００ａ，４００ｂ、管理端末５００）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、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。

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） 第１のストレージ制御装置と第２のストレージ制御装置とを有するストレージシステムであって、
前記第１のストレージ制御装置は、
論理記憶領域に対するＩ／Ｏ（Input／Output）処理をキャッシュを用いて制御している状態において、前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理の制御を担当する担当装置を前記第１のストレージ制御装置から前記第２のストレージ制御装置に切り替える切り替え指示を受信すると、前記キャッシュを管理する装置として前記第１のストレージ制御装置を示す管理装置番号を前記第２のストレージ制御装置に通知し、前記切り替え指示に対する応答処理を実行して前記担当装置を切り替える第１の切り替え処理を実行し、
前記第１の切り替え処理の実行後において、読み出し要求によって前記論理記憶領域からの読み出しが要求されたデータが前記キャッシュにヒットするかの判定依頼を前記第２のストレージ制御装置から受信すると、前記データが前記キャッシュにヒットするかを判定し、
前記第２のストレージ制御装置は、
前記第１の切り替え処理の実行後において、前記読み出し要求を受信すると、通知された前記管理装置番号が示す前記第１のストレージ制御装置に対して前記判定依頼を送信する、
ストレージシステム。

（付記２） 前記第１の切り替え処理では、前記第１のストレージ制御装置は、前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を停止して、前記管理装置番号を前記第２のストレージ制御装置に通知し、前記応答処理を実行するとともに、前記第２のストレージ制御装置による前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を開始させ、
前記第１のストレージ制御装置は、さらに、
前記切り替え指示を受信したとき、
前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を停止し、前記キャッシュに格納されたダーティデータを管理するための管理情報を、前記第１のストレージ制御装置内の記憶装置からコピーして前記第２のストレージ制御装置に送信し、前記応答処理を実行するとともに、前記第２のストレージ制御装置による前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を開始させる第２の切り替え処理を、実行したと仮定した場合に、前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理が停止する停止時間を前記管理情報のデータ量に基づいて算出し、
前記停止時間が所定の閾値を超える場合には前記第１の切り替え処理を実行し、前記停止時間が前記閾値以下の場合には前記第２の切り替え処理を実行する、
付記１記載のストレージシステム。

（付記３） 前記第２のストレージ制御装置は、前記第２の切り替え処理の実行後において、前記読み出し要求を受信すると、前記第１のストレージ制御装置から送信された前記管理情報に基づいて、前記データが前記キャッシュにヒットするかを判定する、
付記２記載のストレージシステム。

（付記４） 前記第１のストレージ制御装置は、さらに、
前記第１の切り替え処理の実行後に、前記キャッシュに格納されたダーティデータを、前記論理記憶領域を実現する物理記憶領域に順次ライトバックするとともに、ライトバックが完了したダーティデータに関する情報を前記管理情報から順次削除し、
前記ライトバックの実行中に、前記管理情報の現在のデータ量に基づいて前記停止時間を算出し、算出された前記停止時間が前記閾値以下になった場合、前記第２の切り替え処理を実行する、
付記２または３記載のストレージシステム。

（付記５） 前記第１のストレージ制御装置は、さらに、
前記第２の切り替え処理の実行後に、前記キャッシュに格納されたダーティデータを、前記論理記憶領域を実現する物理記憶領域に順次ライトバックし、
前記キャッシュ内の全ダーティデータのライトバックが完了すると、前記第２のストレージ制御装置による前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理において、前記第２のストレージ制御装置に接続された記憶領域に確保された新たなキャッシュの使用を開始させる、
付記２または３記載のストレージシステム。

（付記６） ストレージ制御装置において、
論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理をキャッシュを用いて制御している状態において、前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理の制御を担当する担当装置を前記ストレージ制御装置から他のストレージ制御装置に切り替える切り替え指示を受信すると、前記キャッシュを管理する装置として前記ストレージ制御装置を示す管理装置番号を前記他のストレージ制御装置に通知し、前記切り替え指示に対する応答処理を実行して前記担当装置を切り替える第１の切り替え処理を実行し、
前記第１の切り替え処理の実行後において、読み出し要求によって前記論理記憶領域からの読み出しが要求されたデータが前記キャッシュにヒットするかの判定依頼を前記他のストレージ制御装置から受信すると、前記データが前記キャッシュにヒットするかを判定する、処理部、
を有するストレージ制御装置。

（付記７） 前記第１の切り替え処理では、前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を停止して、前記管理装置番号を前記他のストレージ制御装置に通知し、前記応答処理を実行するとともに、前記他のストレージ制御装置による前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を開始させ、
前記処理部は、さらに、
前記切り替え指示を受信したとき、
前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を停止し、前記キャッシュに格納されたダーティデータを管理するための管理情報を、前記ストレージ制御装置内の記憶装置からコピーして前記他のストレージ制御装置に送信し、前記応答処理を実行するとともに、前記他のストレージ制御装置による前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を開始させる第２の切り替え処理を、実行したと仮定した場合に、前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理が停止する停止時間を前記管理情報のデータ量に基づいて算出し、
前記停止時間が所定の閾値を超える場合には前記第１の切り替え処理を実行し、前記停止時間が前記閾値以下の場合には前記第２の切り替え処理を実行する、
付記６記載のストレージ制御装置。

（付記８） 前記処理部は、さらに、
前記第１の切り替え処理の実行後に、前記キャッシュに格納されたダーティデータを、前記論理記憶領域を実現する物理記憶領域に順次ライトバックするとともに、ライトバックが完了したダーティデータに関する情報を前記管理情報から順次削除し、
前記ライトバックの実行中に、前記管理情報の現在のデータ量に基づいて前記停止時間を算出し、算出された前記停止時間が前記閾値以下になった場合、前記第２の切り替え処理を実行する、
付記７記載のストレージ制御装置。

（付記９） 前記処理部は、さらに、
前記第２の切り替え処理の実行後に、前記キャッシュに格納されたダーティデータを、前記論理記憶領域を実現する物理記憶領域に順次ライトバックし、
前記キャッシュ内の全ダーティデータのライトバックが完了すると、前記他のストレージ制御装置による前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理において、前記他のストレージ制御装置に接続された記憶領域に確保された新たなキャッシュの使用を開始させる、
付記７記載のストレージ制御装置。

（付記１０） 第１のストレージ制御装置と第２のストレージ制御装置とを有するストレージシステムにおけるストレージ制御方法であって、
前記第１のストレージ制御装置が、論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理をキャッシュを用いて制御している状態において、前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理の制御を担当する担当装置を前記第１のストレージ制御装置から前記第２のストレージ制御装置に切り替える切り替え指示を受信すると、前記キャッシュを管理する装置として前記第１のストレージ制御装置を示す管理装置番号を前記第２のストレージ制御装置に通知し、前記切り替え指示に対する応答処理を実行して前記担当装置を切り替える第１の切り替え処理を実行し、
前記第２のストレージ制御装置が、前記第１の切り替え処理の実行後において、前記論理記憶領域からの読み出し要求を受信すると、読み出しが要求されたデータが前記キャッシュにヒットするかの判定依頼を、通知された前記管理装置番号が示す前記第１のストレージ制御装置に送信し、
前記第１のストレージ制御装置が、前記判定依頼に応じて、前記データが前記キャッシュにヒットするかを判定する、
ストレージ制御方法。

１ 論理記憶領域
１０，２０ ストレージ制御装置
１１ キャッシュ
２１ 記憶装置
２２ 管理装置番号
Ｓ１～Ｓ８ ステップ

Claims (7)

1. 第１のストレージ制御装置と第２のストレージ制御装置とを有するストレージシステムであって、
   前記第１のストレージ制御装置は、
   論理記憶領域に対するＩ／Ｏ（Input／Output）処理をキャッシュを用いて制御している状態において、前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理の制御を担当する担当装置を前記第１のストレージ制御装置から前記第２のストレージ制御装置に切り替える切り替え指示を受信すると、前記キャッシュを管理する装置として前記第１のストレージ制御装置を示す管理装置番号を前記第２のストレージ制御装置に通知し、前記切り替え指示に対する応答処理を実行して前記担当装置を切り替える第１の切り替え処理を実行し、
   前記第１の切り替え処理の実行後において、読み出し要求によって前記論理記憶領域からの読み出しが要求されたデータが前記キャッシュにヒットするかの判定依頼を前記第２のストレージ制御装置から受信すると、前記データが前記キャッシュにヒットするかを判定し、
   前記第２のストレージ制御装置は、
   前記第１の切り替え処理の実行後において、前記読み出し要求を受信すると、通知された前記管理装置番号が示す前記第１のストレージ制御装置に対して前記判定依頼を送信する、
   ストレージシステム。
2. 前記第１の切り替え処理では、前記第１のストレージ制御装置は、前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を停止して、前記管理装置番号を前記第２のストレージ制御装置に通知し、前記応答処理を実行するとともに、前記第２のストレージ制御装置による前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を開始させ、
   前記第１のストレージ制御装置は、さらに、
   前記切り替え指示を受信したとき、
   前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を停止し、前記キャッシュに格納されたダーティデータを管理するための管理情報を、前記第１のストレージ制御装置内の記憶装置からコピーして前記第２のストレージ制御装置に送信し、前記応答処理を実行するとともに、前記第２のストレージ制御装置による前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理を開始させる第２の切り替え処理を、実行したと仮定した場合に、前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理が停止する停止時間を前記管理情報のデータ量に基づいて算出し、
   前記停止時間が所定の閾値を超える場合には前記第１の切り替え処理を実行し、前記停止時間が前記閾値以下の場合には前記第２の切り替え処理を実行する、
   請求項１記載のストレージシステム。
3. 前記第２のストレージ制御装置は、前記第２の切り替え処理の実行後において、前記読み出し要求を受信すると、前記第１のストレージ制御装置から送信された前記管理情報に基づいて、前記データが前記キャッシュにヒットするかを判定する、
   請求項２記載のストレージシステム。
4. 前記第１のストレージ制御装置は、さらに、
   前記第１の切り替え処理の実行後に、前記キャッシュに格納されたダーティデータを、前記論理記憶領域を実現する物理記憶領域に順次ライトバックするとともに、ライトバックが完了したダーティデータに関する情報を前記管理情報から順次削除し、
   前記ライトバックの実行中に、前記管理情報の現在のデータ量に基づいて前記停止時間を算出し、算出された前記停止時間が前記閾値以下になった場合、前記第２の切り替え処理を実行する、
   請求項２または３記載のストレージシステム。
5. 前記第１のストレージ制御装置は、さらに、
   前記第２の切り替え処理の実行後に、前記キャッシュに格納されたダーティデータを、前記論理記憶領域を実現する物理記憶領域に順次ライトバックし、
   前記キャッシュ内の全ダーティデータのライトバックが完了すると、前記第２のストレージ制御装置による前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理において、前記第２のストレージ制御装置に接続された記憶領域に確保された新たなキャッシュの使用を開始させる、
   請求項２または３記載のストレージシステム。
6. ストレージ制御装置において、
   論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理をキャッシュを用いて制御している状態において、前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理の制御を担当する担当装置を前記ストレージ制御装置から他のストレージ制御装置に切り替える切り替え指示を受信すると、前記キャッシュを管理する装置として前記ストレージ制御装置を示す管理装置番号を前記他のストレージ制御装置に通知し、前記切り替え指示に対する応答処理を実行して前記担当装置を切り替える第１の切り替え処理を実行し、
   前記第１の切り替え処理の実行後において、読み出し要求によって前記論理記憶領域からの読み出しが要求されたデータが前記キャッシュにヒットするかの判定依頼を前記他のストレージ制御装置から受信すると、前記データが前記キャッシュにヒットするかを判定する、処理部、
   を有するストレージ制御装置。
7. 第１のストレージ制御装置と第２のストレージ制御装置とを有するストレージシステムにおけるストレージ制御方法であって、
   前記第１のストレージ制御装置が、論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理をキャッシュを用いて制御している状態において、前記論理記憶領域に対するＩ／Ｏ処理の制御を担当する担当装置を前記第１のストレージ制御装置から前記第２のストレージ制御装置に切り替える切り替え指示を受信すると、前記キャッシュを管理する装置として前記第１のストレージ制御装置を示す管理装置番号を前記第２のストレージ制御装置に通知し、前記切り替え指示に対する応答処理を実行して前記担当装置を切り替える第１の切り替え処理を実行し、
   前記第２のストレージ制御装置が、前記第１の切り替え処理の実行後において、前記論理記憶領域からの読み出し要求を受信すると、読み出しが要求されたデータが前記キャッシュにヒットするかの判定依頼を、通知された前記管理装置番号が示す前記第１のストレージ制御装置に送信し、
   前記第１のストレージ制御装置が、前記判定依頼に応じて、前記データが前記キャッシュにヒットするかを判定する、
   ストレージ制御方法。

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