JP3606797B2 - 記憶装置のデータ領域間の複写処理方法、記憶システム、及びその記憶媒体 - Google Patents
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Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】
本発明は、論理ディスク等のデータ領域間の複写を行うためのデータ領域間の複写処理方法、記憶システム及びその記憶媒体に関し、特に、複写指示に応じて、直ちにデータ領域へのアクセスを可能とするデータ領域間の複写処理方法、記憶システム及びその記憶媒体に関する。
【０００２】
論理デイスク等のデータ領域単位で複写を行うことが実行されている。例えば、論理ディスクは、物理的なディスクによる物理的な制約とは、無関係に構成された見かけ上のディスク装置である。従って、論理ディスクは、物理的に、複数の物理的ディスク装置から構成されることもあるし、１つの物理ディスクに複数の論理ディスクを構築することもある。どのような形態をとるかは、容量と性能をパラメータとして、決定される。
【０００３】
この代表的なシステムは、ＲＡＩＤ（例えば、ＲＡＩＤ０，１，０＋１，３，５）のランク又はＲＡＩＤグループと呼ばれている。
【０００４】
論理ディスク間の複写は、データの保存のためのバックアップとして利用される他に、様々な用途に利用される。例えば、業務を継続しつつ、テストを実行しする場合である。この場合に、業務で使用している論理ディスクを複写し、複写先論理ディスクをテストシステムで使用する。これにより、複写先論理ディスクを使用するテストシステムでデータ障害が発生しても、複写元論理ディスクを使用している業務には影響を与えない。
【０００５】
又、オンライン業務で使用している論理ディスクを複写し、複写先論理ディスクをバッチ処理で利用する。これにより、複写元論理ディスクを使用するオンライン業務の性能が、バッチ処理に影響を受けない。
【０００６】
このように、論理ディスク間の複写が必要とされるケースが増大している。この論理ディスクの複写の間は、業務を停止しなければならない。例えば、９Ｇｂｙｔｅの複写には、１時間かかる。しかし、近年の２４時間連続運転環境では、複写時間をゼロに近づけることにより、業務停止時間をゼロに近づけることが望まれている。
【０００７】
【従来の技術】
図１４乃至図１７は、従来技術の説明図であり、図１４及び図１５は、従来の二重化切り離しシステムの説明図、図１６は、従来のログストラクチャシステムの説明図、図１７は、従来のコンカレントコピーシステムの説明図である。
【０００８】
従来のＲＡＩＤ装置内の論理ディスクのデータの複写方法として、以下の方法が知られている。
【０００９】
（１） 二重化切り離しシステム（Ｓｅｐａｒａｔｅ Ｄｕａｌ Ｖｏｌｕｍｅ）
図１４に示すように、ホスト９０と、ＲＡＩＤ装置９１からなるシステムにおいて、図１５に示すように、先ず、ホスト９０からコピーが指示されると、複写先ボリューム（論理ディスク）９４の準備（定義）を行う。次に、二重化開始指示に応じて、プライマリー（複写元論理ディスク）９３からセカンダリー（複写先論理ディスク）９４の複写を開始する（二重化状態を作成する）。複写が完了する（二重化状態が完了する）と、ペア作成完了となる。この二重化状態が完了すると、ホスト９０からの更新処理要求は、プライマリー（複写元論理ディスク）９３と、セカンダリー（複写先論理ディスク）９４に反映される。ホスト９０が、二重化ペアの切り離しの指示を発行することにより、この時点での状態の論理ボリュームの複製が完了する。これにより、図１４に示すように、複写元論理ディスク）９３とセカンダリー（複写先論理ディスク）９４とを別々のホスト（アプリケーション）９０、９５が使用できる。
【００１０】
図１５に示すように、プライマリー（複写元論理ディスク）９３は、コピー期間中もアクセスできるが、セカンダリー（複写先論理ディスク）９４は、コピー期間中アクセスできない。
【００１１】
（２） ログストラクチャシステム（Ｌｏｇ Ｓｔｒｕｃｔｕｒｅｄ Ｆｉｌｅ）
図１６に示すように、ホストで定義される論理ディスクＡ、Ｂ、Ｃがあるとする。各データブロックは、１つの物理ディスク９６に格納されている。各論理ディスクＡ、Ｂ、Ｃは、物理ディスク９６のデータのポインタで定義される。従って、論理ディスクＡから論理ディスクＢへの複写は、論理ディスクＢのポインタを論理ディスクＡのポインタに設定することにより行われる。
【００１２】
又、論理ディスクＢへの更新データＢ２は、オリジナルデータと別に、物理ディスク９６に格納する。そして、論理ディスクＢのポインタを、更新データＢ２のポインタに更新することにより、論理ディスクＡのオリジナルデータＡ１〜Ａ６を変更することなく、論理ディスクＢを更新できる。
【００１３】
この方法は、実データの複写を伴わない方法であり、ポインタの設定により、複写動作が直ちに完了できる。
【００１４】
（３） コンカレントコピーシステム（Ｃｏｎｃｕｒｒｅｎｔ Ｃｏｐｙ）
図１７に示すように、複写元ディスク９３から複写先ディスク９４への複写時には、ホスト９０が、複写元ディスク９３の複写対象データを読み込み（Ａ）、データ転送機能により、複写先ディスク９４に書き込む。複写済の該当アドレスのビットマップを複写済に設定する。
【００１５】
複写中に、複写元ディスク９３の未複写領域に更新要求があると、複写元ディスク９３の該当データをサイドファイル９２に退避する（▲１▼）。ビットマップの当該アドレス部分をサイドファイルに退避中に設定する（▲２▼）。そして、複写元ディスク９３を更新する（▲３▼）。サイドファイル９２に退避されたデータの複写時は、サイドファイル９２から複写対象データを読み込み、データ転送機能により、複写先ディスク９４に書き込む（▲４▼）。この方法は、複写中に、ホストからの複写元ディスク９３に対する参照／更新が可能である。
【００１６】
【発明が解決しようとする課題】
しかしながら、従来技術では、次の問題があった。
【００１７】
（１） 図１４、図１５の二重化システムでは、コピー期間中に、複写先ディスクをアクセスできない。このため、複写先ディスクへのアクセスは、複写完了まで待つ必要があった。例えば、９Ｇｂｙｔｅの複写には、１時間程度かかるため、１時間待つ必要がある。このため、スケジュールされた運用が必要となる。
【００１８】
（２） 図１６のログストラクチャーシステムでは、複写指示に応じて、複写元論理ディスクも複写先論理ディスクもアクセス可能となるが、実データを複写していないため、データを別ディスクに複写した二重化システムの利点が得られない。即ち、複写先の論理ディスクでの障害は、複写元の論理ディスクの障害でもあるため、複写先の物理ディスクが障害となると、複写元の論理ディスクも使用できない。又、複写先物理ディスクへのアクセスは、複写元物理ディスクへのアクセスとなり、別ディスクに分散することによる高速性能が得られない。
【００１９】
（３） 図１７のコンカレントコピーシステムでは、複写元の論理ディスクへのアクセスは、複写中も可能であるが、複写先論理ディスクへのアクセスは、複写完了まで待つ必要があった。
【００２０】
従って、本発明の目的は、実データを複写しても、複写指示に応じて、直ちに複写完了の状態でアクセスすることができる記憶装置のデータ領域間の複写処理方法、記憶システム及びその記憶媒体を提供することにある。
【００２１】
本発明の他の目的は、複写中も、複写先のデータ領域のアクセスを可能とするためのデータ領域間の複写処理方法、記憶システム及びその記憶媒体を提供することにある。
【００２２】
本発明の更に他の目的は、アクセス領域が複写完了か複写未完了かを判定して、複写先のデータ領域のアクセスを可能とするためのデータ領域間の複写処理方法、記憶システム及びその記憶媒体を提供することにある。
【００２３】
【課題を解決するための手段】
本発明は、コピー指示に応じて、複写元のデータ領域のデータを複写先のデータ領域に複写する記憶装置のデータ領域間の複写処理方法である。そして、複写処理方法は、複写指示に応じて、前記複写元のデータ領域の分割された各領域単位で、前記複写先データ領域へ複写処理するステップと、前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先データ領域への複写処理以外のアクセスに対し、前記複写処理を中断して、前記複写処理以外のアクセスを処理するステップとを有する。
【００２４】
その複写処理以外のアクセスを処理するステップは、前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を更新するステップと、前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照するステップと、前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を更新して、前記アクセス対象領域の複写を禁止するステップとを有する。
【００２５】
本発明は、複写指示に応じて直ちに複写完了の応答を返し、実データを複写しながら、アクセス要求を受け付け、複写元及び複写先データ領域への参照及び更新アクセスを行うものである。このため、第１に、複写元データ領域の領域を複数に分割し、分割された領域単位で、複写先データ領域へ複写するようにして、複写中に、アクセス要求があった時は、複写動作を中断し、アクセス要求を実行するようにしている。
【００２６】
第２に、アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かによって、アクセス処理を変更している。即ち、複写完了領域への参照及び更新アクセスは、複写が完了しているので、アクセスを許可する。一方、複写未完了領域へのアクセスは、複写指示時のデータを保存しつつ、アクセスを許可する。即ち、複写元データ領域の複写未完了領域への参照アクセスは、データの変更がないため、そのまま許可する。複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスは、そのまま更新すると、更新前の未複写データが消失するため、複写元データ領域のアクセス対象領域を、複写先データ領域へ複写して、更新前のデータを複写先データ領域に移す。その後、複写元データ領域のアクセス対象領域を更新する。これにより、複写指示時の更新前のデータを複写することができる。
【００２７】
更に、複写先データ領域論理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスは、複写が完了していないため、複写元データ領域の当該領域のデータを読みだす。これにより、複写先データ領域の複写未完了領域であっても、当該領域の複写データを参照することができ、複写先データ領域においても、複写指示時のデータの参照が可能となる。
【００２８】
複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスは、複写先データ領域を更新データで更新する。そして、その領域の複写を禁止する。これにより、複写先データ領域の当該領域の更新データが、複写により変化することを防止できる。
【００２９】
本発明の他の態様は、前記データ領域が論理デイスクで構成することにより，ＲＡＩＤシステムでの論理デイスク間の複写が容易にできる。更に、本発明の他の態様では、前記アクセス処理ステップは、更に、前記複写元データ領域の参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照するステップと、前記複写先データ領域の複写完了領域へのアクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を参照又は更新するステップとを有する。
【００３０】
本発明の他の態様は、前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照ステップは、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照した後、前記参照した複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写するステップからなる。これにより、参照と共に、複写が可能となる。
【００３１】
本発明の他の態様は、前記複写ステップは、前記各領域の複写状況を示す管理情報を参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記複写領域の複写完了時に、前記複写領域の管理情報を更新するステップを有する。又、前記アクセスステップは、前記管理情報を参照して、前記アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定するステップを有する。
【００３２】
管理情報を設けているので、アクセス対象領域のデータを先に複写しても、その領域が再度複写されることを防止できる。又、管理情報により、アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定するため、正確にアクセス領域が、複写完了領域か複写未完了領域かを判定できる。
【００３３】
本発明の他の態様は、前記アクセスステップは、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した時に、前記アクセス対象領域の管理情報を更新するステップを更に有する。これにより、アクセス処理により、先に複写を行っても、管理情報が、正確に複写状況を示すことができる。
【００３４】
本発明の他の態様は、前記複写ステップは、前記複写元データ領域の各領域の複写状況を示す前記管理情報を参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記複写元データ領域の対象領域をメモリに読み出すステップと、前記対象領域を読み出した後に、前記管理情報を更新するステップと、前記メモリの前記対象領域を前記複写先データ領域に書き込むステップとを有する。対象領域をメモリに読みだしたことにより、管理情報を、更新することにより、複写元論理ディスクのアクセスが可能となる。
【００３５】
本発明の他の態様は、前記複写ステップは、前記各領域の複写状況を示すフラグで示すビットマップを参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記複写領域の複写完了時に、前記ビットマップの前記複写領域のフラグを更新するステップを有する。管理情報をビットマップで表現するため、管理情報の占めるメモリ領域を少なくすることができる。
【００３６】
本発明の他の態様は、前記複写ステップは、前記複写指示に応じて、複写完了を通知するステップを更に有する。これにより、アクセス元は、直ちにアクセスが可能となったことを知ることができる。
【００３７】
本発明のディスク記憶システムは、一の物理ディスクで構成された一の論理ディスクと、他の物理ディスクで構成された他の論理ディスクと、アクセス指示に応じて、指定された論理ディスクのデータをアクセスし、且つ複写指示に応じて、複写元の論理ディスクの分割された各領域単位で、前記複写先論理ディスクへの複写処理するディスク制御回路とを有する。
【００３８】
このディスク制御回路は、前記複写元論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を、前記複写先論理ディスクへ複写した後、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を更新し、前記複写先論理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を読み出し、前記複写先論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先論理ディスクの前記アクセス対象領域を更新し、前記アクセス対象領域の複写を禁止する。
【００３９】
これにより、前述したように、複写中に、複写先と複写元の論理ディスクのアクセスが可能となり、複写指示に応じて、ホストが、直ちに複写先と複写元の論理ディスクのアクセスが可能となる。従って、複写待ちの状態を回避することができる。
【００４０】
本発明のディスク記憶システムの他の態様は、前記複写元論理ディスクの前記各領域の複写状況を示す管理情報を記憶するメモリを有し、前記制御回路は、前記メモリの管理情報を参照して、前記アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定する。
【００４１】
本発明の記憶媒体は、前記複写元の論理ディスクの分割された各領域単位で、前記複写先論理ディスクへの複写処理する情報と、前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先論理ディスクへのアクセスに対し、前記複写処理を中断して、前記アクセスを処理する情報とを有する。そして、前記アクセスを処理する情報は、前記複写元論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を、前記複写先論理ディスクへ複写した後、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を更新する情報と、前記複写先論理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を参照する情報と、前記複写先論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先論理ディスクの前記アクセス対象領域を更新し、前記アクセス領域の複写を禁止する情報とを有する。
【００４２】
【発明の実施の形態】
図１は、本発明の一実施の形態の記憶システムのブロック図、図２は図１のコピー処理フロー図、図３は、図１のビットマップメモリの説明図である。
【００４３】
図１に示すように、ＲＡＩＤシステムでは、論理ディスク１は、１又は複数の物理ディスクで構成される。物理ディスクは、磁気ディスクや光ディスクを使用することができる。論理ディスク２は、１又は複数の物理ディスクで構成される。ディスクコントローラ３は、ホストの指示に応じて、論理ディスク１、２をアクセスする。
【００４４】
ディスクコントローラ３は、プロセッサ（ＣＰＵ）４と、メモリ（主記憶）５とを有する。メモリ５には、論理ディスク１のキャッシュ領域（キャッシュメモリという）７と、論理ディスク２のキャッシュ領域（キャッシュメモリという）９とが設けられている。又、メモリ５には、論理ディスク１の複写状態を管理するためのビットマップエリア（ビットマップという）６と、論理ディスク２の複写状態を管理するためのビットマップエリア（ビットマップという）８とが設けられている。
【００４５】
即ち、ビットマップ６、８は、図３（Ａ）に示すように、論理ディスク１、２の複写範囲の各データブロックに対して、１ビットを割り当て、未複写ブロックを「１」、複写済ブロックを「０」として、データブロックの複写状態を管理する。プロセッサ４には、ファームとして、複写プログラムが設けられている。そして、ビットマップ６、８を用いて、論理ディスクの複写範囲を各データブロック単位で複写する。
【００４６】
図２のコピー処理フローに従い、複写処理を説明する。ここで、複写元を論理ディスク１、複写先を論理ディスク２とする。
【００４７】
（Ｓ１）ホストは、コピー開始に当たり、ディスクコントローラ３に複写指示を与える。プロセッサ４は、複写指示を受けると、ホストに複写完了を通知する。これにより、ホストは、論理ディスク１、２のアクセスが可能となる。
【００４８】
（Ｓ２）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を未更新に設定する。図３（Ｂ）に示すように、ビットマップ６、８の各ビットは、未複写の「１」に設定される。
【００４９】
（Ｓ３）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６を参照して、未複写ブロック情報を獲得する（▲１▼）。そして、プロセッサ４は、複写元論理ディスク１に、対象ブロックのリードを指示する（▲２▼）。これにより、複写元論理ディスク１の対象データブロックが複写元のキャッシュメモリ７に展開される。これをステージングという（▲３▼）。
【００５０】
（Ｓ４）プロセッサ４は、複写元のキャッシュメモリ７に読み込んだ未複写データブロックを、複写先キャッシュメモリ９に複写する（▲４▼）。
【００５１】
（Ｓ５）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を更新済「０」に設定する（▲６▼）。図３（Ｃ）は、この様子を示している。そして、プロセッサ４は、複写先論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写データブロックの書き出しを指示する（▲７▼）。これにより、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写データブロックの書き出される。これをライトバックという（▲８▼）。
【００５２】
（Ｓ６）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６の更新ブロック情報を参照して、複写すべきデータブロックが残っているかを判定する。複写すべきデータブロックが残っていれば、ステップＳ３に戻る。逆に、複写すべきデータブロックが残っていなければ、複写を終了する。
【００５３】
このステップＳ３〜Ｓ７の間（図２の矢印の範囲）に、複写元及び複写先論理ディスク１、２へのＩ／Ｏ要求割り込みがあると、その複写処理を中断して、そのアクセス処理（図４乃至図１２で後述する）を行う。
【００５４】
図４は、複写中の論理ディスクに対する参照処理フロー図、図５は、複写中の論理ディスクに対する更新処理フロー図、図６は、複写中の論理ディスクに対するアクセスパターン説明図、図７乃至図１２は、その動作説明図である。図７は、複写元の複写完了部への参照動作説明図、図８は、複写元の複写完了部への更新動作説明図、図９は、複写元の複写未完了部への参照動作説明図、図１０は、複写先の複写未完了部への参照動作説明図、図１１は、複写元の複写未完了部への更新動作説明図、図１２は、複写先の複写未完了部への更新動作説明図である。
【００５５】
図４により、複写中の参照処理について、説明する。
【００５６】
（Ｓ１０）プロセッサ４は、参照指示（リード）と判定すると、実複写中かを判定する。実複写中（複写中）でないと、ステップＳ１５の通常参照処理に進む。
【００５７】
（Ｓ１１）実複写中であると、複写元への参照要求かを判定する。複写元への参照要求であると（図６のアクセスパターン１、３）、ステップＳ１５の通常参照処理に進む。
【００５８】
（Ｓ１２）複写元への参照要求でないと、複写先への参照要求である。プロセッサ４は、ビットマップ８を参照して、参照要求の領域が、複写未完了部かどうかを判定する。複写先の複写未完了部に対する参照要求でない、即ち、複写先の複写完了部に対する参照要求であると（図６のアクセスパターン５）、ステップＳ１５の通常参照処理に進む。
【００５９】
（Ｓ１３）複写先の複写未完了部に対する参照要求である（図６のアクセスパターン７）と、図１０に示すように、プロセッサ４は、複写元論理ディスク１に、対象ブロックのリードを指示し、複写元論理ディスク１の対象データブロックを複写元のキャッシュメモリ７にステージングする。次に、複写元のキャッシュメモリ７に読み込んだ未複写データブロックを、複写先キャッシュメモリ９に複写する。ホスト（アプリケーション）１０には、キャッシュメモリ９の未複写データブロックが転送される。複写先論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写データブロックの書き出しを指示し、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写データブロックが書き出される。プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を更新済「０」に設定する。
【００６０】
（Ｓ１４）プロセッサ４は、参照ブロックを構成するデータブロックが未だあるかを判定する。参照ブロックを構成するデータブロックが未だあれば、ステップＳ１３に戻る。参照ブロックを構成するデータブロックがなければ、参照を完了する。
【００６１】
（Ｓ１５）通常参照処理では、プロセッサ４は、指定された論理ディスク１又は２の参照ブロックをリードし、ホスト１０に転送して終了する。
【００６２】
従って、複写元の複写完了部への参照（図６のアクセスパターン１）の動作は、図７に示すようになる。又、複写元の複写未完了部への参照（図６のアクセスパターン３）の動作は、図９に示すようになる。更に、複写先の複写完了部への参照（図６のアクセスパターン５）の動作は、図７と同様である。
【００６３】
次に、図５により、複写中の更新処理について、説明する。
【００６４】
（Ｓ２０）プロセッサ４は、更新指示（ライト）と判定すると、実複写中かを判定する。実複写中（複写中）でないと、ステップＳ２８の通常更新処理に進む。
【００６５】
（Ｓ２１）実複写中であると、複写元への更新要求かを判定する。
【００６６】
（Ｓ２２）複写元への更新要求であると、プロセッサ４は、ビットマップ６を参照して、更新要求の領域が、複写未完了部かどうかを判定する。複写元の複写未完了部に対する更新要求でない、即ち、複写元の複写完了部に対する更新要求であると（図６のアクセスパターン２）、ステップＳ２８の通常更新処理に進む。
【００６７】
（Ｓ２３）複写元の複写未完了部に対する更新要求である（図６のアクセスパターン４）と、図１１に示すように、プロセッサ４は、複写元論理ディスク１に、更新対象ブロックのリードを指示し、複写元論理ディスク１の更新対象データブロックを複写元のキャッシュメモリ７にステージングする。次に、複写元のキャッシュメモリ７に読み込んだ更新対象データブロックを、複写先キャッシュメモリ９に複写する。複写先論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された更新対象データブロックの書き出しを指示し、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された更新対象データブロックが書き出される。プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を更新済「０」に設定する。そして、プロセッサ４は、ホストから転送されたキャッシュメモリ７の更新データブロックを論理ディスク１に書き出す。
【００６８】
（Ｓ２４）プロセッサ４は、更新データを構成するデータブロックが未だあるかを判定する。更新データを構成するデータブロックが未だあれば、ステップＳ２３に戻る。更新データを構成するデータブロックがなければ、更新を完了する。
【００６９】
（Ｓ２５）ステップＳ２１で、複写元への更新要求でないと、複写先への更新要求である。プロセッサ４は、ビットマップ８を参照して、更新要求の領域が、複写未完了部かどうかを判定する。複写先の複写未完了部に対する更新要求でない、即ち、複写先の複写完了部に対する更新要求であると（図６のアクセスパターン６）、ステップＳ２８の通常更新処理に進む。
【００７０】
（Ｓ２６）複写先の複写未完了部に対する更新要求である（図６のアクセスパターン８）と、図１２に示すように、プロセッサ４は、キャッシュメモリ９に格納された更新データブロックの書き出しを指示し、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９の更新データブロックが書き出される。プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を更新済「０」に設定する。これにより、複写動作によるこの領域の複写は禁止される。
【００７１】
（Ｓ２７）プロセッサ４は、更新データを構成するデータブロックが未だあるかを判定する。更新データを構成するデータブロックが未だあれば、ステップＳ２６に戻る。更新データを構成するデータブロックがなければ、更新を完了する。
【００７２】
（Ｓ２８）通常更新処理では、プロセッサ４は、指定された論理ディスク１又は２に、ホストから転送されたキャッシュメモリ７又は９の更新データブロックを論理ディスク１又は２に書き出し、終了する。
【００７３】
従って、複写元の複写完了部への更新（図６のアクセスパターン２）の動作は、図８に示すようになる。又、複写先の複写完了部への更新（図６のアクセスパターン６）の動作は、図８と同様である。
【００７４】
以上の動作を纏めると、図６に示すように、複写中のホストからのアクセスパターンは、８パターンある。複写元又は複写先論理ディスク１、２の複写完了部に対する参照（アクセスパターン１、５）では、指定された論理ディスク１又は２から参照データのデータブロックをキャッシュメモリ７、９にステージングした後、ステージングしたデータブロックをホストに通知する（図７参照）。この処理は、当該データブロックの複写の完了／未完了に影響していため、通常の参照処理と同一の処理である。
【００７５】
複写元又は複写先論理ディスク１、２の複写完了部に対する更新（アクセスパターン２、６）では、ホストから通知されたキャッシュメモリ７、９の更新されたデータブロックを、複写元又は複写先論理ディスク１、２に書き込む（図８参照）。この処理は、当該データブロックの複写が完了しているため、通常の更新処理と同一の処理である。
【００７６】
複写元論理ディスク１の複写未完了部に対する参照（アクセスパターン３）では、複写元論理ディスク１から参照データのデータブロックをキャッシュメモリ７にステージングした後、ステージングしたデータブロックをホストに通知する（図９参照）。この処理は、当該データブロックの複写の完了／未完了に影響していため、通常の参照処理と同一の処理である。
【００７７】
この時に、ステージングされたデータブロックを、複写先論理ディスク２へ書き込むことにより、複写も行うことができる。この場合には、前述の参照のみを行い、複写は後で行うこともできる。
【００７８】
複写元論理ディスク１の複写未完了部に対する更新（アクセスパターン４）では、複写元論理ディスク１の更新対象データブロックを、複写先論理ディスク２に書き込む（複写する）。この時、図３（Ｄ）に示すように、複写状態を管理するビットマップ６、８の当該更新ビットは、複写済に更新され、このデータブロック領域の複写は完了状態に設定される。その後、ホストからの更新データブロックを、複写元論理ディスク１に書き込む（図１１参照）。
【００７９】
複写先論理ディスク２の複写未完了部に対する参照（アクセスパターン７）では、複写元論理ディスク１から複写前の参照対象データブロックをキャッシュメモリ９にステージングした後、ステージングしたデータブロックをホストに通知する。そして、ステージングしたデータブロックを複写先論理ディスク２に書き込む（図１０参照）。この時、図３（Ｄ）に示すように、複写状態を管理するビットマップ６、８の当該データブロックの更新ビットは、複写済に更新され、このデータブロック領域の複写は完了状態に設定される。
【００８０】
複写先論理ディスク２の複写未完了部に対する更新（アクセスパターン８）では、ホストからの更新データブロックを、複写先論理ディスク２に書き込む（図１２参照）。この時、図３（Ｄ）に示すように、複写状態を管理するビットマップ６、８の当該更新ビットは、複写済に更新され、このデータブロック領域の複写は完了状態に設定される。このため、当該データブロック領域の複写元から複写先への複写は禁止される。
【００８１】
このようにして、複写処理を、複写範囲を複数の領域に分割して、分割した領域単位で、行う。このため、複写処理中に、上位からＩ／Ｏ要求を受けて、Ｉ／Ｏ要求を処理することができる。従って、複写指示を受けても、直ちに論理ディスクへのアクセスが可能となる。
【００８２】
又、複写元論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対しては、複写元論理ディスクの複写未完了領域を複写先論理ディスクに複写した後、複写元論理ディスクの複写未完了領域を更新するので、更新アクセスにより、複写先論理ディスクの複写データが更新されたデータとなることを防止できる。
【００８３】
更に、複写先論理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスに対しては、複写元論理ディスクの当該領域のデータを読み出し、転送するので、複写先論理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスであっても、複写データを提供できる。又、実施例のように、読み出した複写元論理ディスクの当該領域のデータを複写先論理ディスクに複写する処理を付加しても良い。これにより、読みだしたデータを複写に生かすことができる。
【００８４】
更に、複写先論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対しては、複写先論理ディスクの当該領域のデータを更新データで更新し、当該領域への複写を禁止するので、更新データが、複写データで変更されることを防止できる。
【００８５】
又、ビットマップ等により、各領域の複写状態を管理する管理情報を設けたため、容易に、複写完了領域か複写未完了領域かを判定できる。更に、アクセス処理時に、他の領域の複写に先立って、当該アクセス領域を先に複写しても、再複写を防止できる。同様に、複写先論理ディスクを更新処理しても、更新データを複写データで置き換えることを防止できる。
【００８６】
管理情報がビットマップのため、少ない容量で複写管理することができる。尚、ビットマップ６、８を、各論理ディスクに設けているが、各論理ディスクに共通な１つのビットマップで構成しても良い。
【００８７】
又、論理ディスク１、２のアクセス、複写は、周知のキャッシュメモリを用いたアクセス技術を使用できる。即ち、物理ディスクのデータの一部が、キャッシュメモリにステージングされるシステムでは、論理ディスクへのアクセスは、先ず、キャッシュメモリをアクセスして、該当ブロックデータを見つける。キャッシュメモリに該当ブロックデータがステージングされていない場合に、物理ディスクをアクセスして、該当ブロックデータを得る。更新の場合も同様であり、キャッシュメモリ上のデータを更新する。このような周知のキャッシュメモリを用いても良い。この場合には、論理ディスク１、２は、物理ディスクとキャッシュメモリとから構成される。
【００８８】
図１３は、本発明の他の実施の形態の記憶システムの構成図であり、記憶装置を半導体メモリで構成した例である。図１３において、図１で示したものと同一のものは、同一の記号で示してあり、複数のフラッシュメモリ１−１〜１−５のデータ領域の複写の例を示したものである。
【００８９】
メモリコントローラ３−１は、プロセッサ（ＣＰＵ）４と、メモリ（主記憶）５とを有する。メモリ５には、フラッシュメモリ１−１（論理ディスク１）のキャッシュ領域（キャッシュメモリという）７と、フラッシュメモリ２−１（論理ディスク２）のキャッシュ領域（キャッシュメモリという）９とが設けられている。又、メモリ５には、フラッシュメモリ１−１（論理ディスク１）の複写状態を管理するためのビットマップエリア（ビットマップという）６と、フラッシュメモリ２−１（論理ディスク２）の複写状態を管理するためのビットマップエリア（ビットマップという）８とが設けられている。
【００９０】
即ち、ビットマップ６、８は、図３（Ａ）に示したように、フラッシュメモリ１−１、２−１（論理ディスク１、２）の複写範囲の各データブロックに対して、１ビットを割り当て、未複写ブロックを「１」、複写済ブロックを「０」として、データブロックの複写状態を管理する。プロセッサ４には、ファームとして、複写プログラムが設けられている。そして、ビットマップ６、８を用いて、論理ディスクの複写範囲を各データブロック単位で複写する。
【００９１】
このフラッシュメモリ１−１、２−１のデータ領域間の複写処理は、図２で説明したものと同一である。即ち、複写元をフラッシュメモリ１−１（論理ディスク１と称す）、複写先をフラッシュメモリ２−１（論理ディスク２と称す）とする。
【００９２】
（Ｓ１）ホストは、コピー開始に当たり、メモリコントローラ３−１に複写指示を与える。プロセッサ４は、複写指示を受けると、ホストに複写完了を通知する。これにより、ホストは、論理ディスク１、２のアクセスが可能となる。
【００９３】
（Ｓ２）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を未更新に設定する。図３（Ｂ）に示すように、ビットマップ６、８の各ビットは、未複写の「１」に設定される。
【００９４】
（Ｓ３）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６を参照して、未複写ブロック情報を獲得する（▲１▼）。そして、プロセッサ４は、複写元論理ディスク１に、対象ブロックのリードを指示する（▲２▼）。これにより、複写元論理ディスク１の対象データブロックが複写元のキャッシュメモリ７に展開される。これをステージングという（▲３▼）。
【００９５】
（Ｓ４）プロセッサ４は、複写元のキャッシュメモリ７に読み込んだ未複写データブロックを、複写先キャッシュメモリ９に複写する（▲４▼）。
【００９６】
（Ｓ５）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を更新済「０」に設定する（▲６▼）。図３（Ｃ）は、この様子を示している。そして、プロセッサ４は、複写先論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写データブロックの書き出しを指示する（▲７▼）。これにより、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写データブロックの書き出される。これをライトバックという（▲８▼）。
【００９７】
（Ｓ６）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６の更新ブロック情報を参照して、複写すべきデータブロックが残っているかを判定する。複写すべきデータブロックが残っていれば、ステップＳ３に戻る。逆に、複写すべきデータブロックが残っていなければ、複写を終了する。
【００９８】
このステップＳ３〜Ｓ７の間（図２の矢印の範囲）に、複写元及び複写先論理ディスク１、２へのＩ／Ｏ要求割り込みがあると、その複写処理を中断して、そのアクセス処理（図４乃至図１２で前述した）を行う。
【００９９】
このような半導体記憶システムは、パーソナルコンピュータ等の外部記憶システムに使用される。
【０１００】
上述の実施の態様の他に、本発明は、次のような変形が可能である。
【０１０１】
（１） 前述の実施の態様では、ディスクコントローラ３のプロセッサ４が、複写処理を実行しているが、サーバー等のホストが複写処理を実行しても良い。又、サーバー等のホストが、複写処理及びアクセス処理を実行することにより、ディスクコントローラ３を削除しても良い。
【０１０２】
（２） 複写先論理ディスクの複写未完了領域の参照アクセスにおいて、複写元論理ディスクを参照するとともに、複写先論理ディスクに複写しているが、複写元論理ディスクを参照し、複写先論理ディスクの複写は別途実行しても良い。
【０１０３】
以上、本発明を実施の形態により説明したが、本発明の主旨の範囲内で種々の変形が可能であり、これらを本発明の範囲から排除するものではない。
【０１０４】
（付記１）コピー指示に応じて、複写元のデータ領域のデータを複写先のデータ領域に複写する記憶装置のデータ領域間の複写処理方法において、複写指示に応じて、前記複写元のデータ領域の分割された各領域単位で、前記複写先データ領域へ複写処理するステップと、前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先データ領域へのアクセスに対し、前記複写処理を中断して，前記アクセスを処理するステップとを有し、前記アクセスを処理するステップは、
前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を更新するステップと、
前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照するステップと、前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を更新して、当該領域の複写を禁止するステップとを有することを特徴とする記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。
【０１０５】
（付記２）前記複写元データ領域は、第１の論理デイスクで構成され、前記複写先のデータ領域は、第２の論理デイスクで構成されたことを特徴とする付記１の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。
【０１０６】
（付記３）前記複写ステップは、前記各領域の複写状況を示す管理情報を参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記複写領域の複写完了時に、前記複写領域の管理情報を更新するステップとを有し、前記アクセス処理ステップは、前記管理情報を参照して、前記アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定するステップを有することを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。
【０１０７】
（付記４）前記複写先論理ディスクの複写未完了領域への参照ステップは、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を参照した後、前記参照した複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を、前記複写先論理ディスクへ複写するステップからなることを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。これにより、参照と共に、複写が可能となる。
【０１０８】
（付記５）前記アクセスステップは、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を、前記複写先論理ディスクへ複写した時に、前記アクセス対象領域の管理情報を更新するステップを更に有することを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。これにより、アクセス処理により、先に複写を行っても、管理情報が、正確に複写状況を示すことができる。
【０１０９】
（付記６）前記複写ステップは、前記複写元論理ディスクの各領域の複写状況を示す前記管理情報を参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記複写元論理ディスクの対象領域をメモリに読み出すステップと、前記対象領域を読み出した後に、前記管理情報を更新するステップと、前記メモリの前記対象領域を前記複写先論理ディスクに書き込むステップとを有することを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。対象領域をメモリに読みだしたことにより、管理情報を、更新することにより、複写元論理ディスクのアクセスが可能となる。
【０１１０】
（付記７）前記複写ステップは、前記各領域の複写状況を示すフラグで示すビットマップを参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記複写領域の複写完了時に、前記ビットマップの前記複写領域のフラグを更新するステップを有することを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。管理情報をビットマップで表現するため、管理情報の占めるメモリ領域を少なくすることができる。
【０１１１】
（付記８）前記複写ステップは、前記複写指示に応じて、複写完了を通知するステップを更に有することを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。これにより、アクセス元は、直ちにアクセスが可能となったことを知ることができる。
【０１１２】
（付記９）一のデータ領域と他のデータ領域とを有する記憶装置と、アクセス指示に応じて、指定されたデータ領域のデータをアクセスし、且つ複写指示に応じて、複写元のデータ領域の分割された各領域単位で、複写先データ領域へ複写処理する記憶制御回路とを有し、前記記憶制御回路は、前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を更新し、前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照し、前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を更新し、前記対象領域の複写を禁止することを特徴とする記憶システム。
【０１１３】
（付記１０）前記記憶装置は、前記一のデータ領域を構成する一の論理ディスクと、前記他のデータ領域を構成する他の論理ディスクとを有することを特徴とする付記９の記憶システム。
【０１１４】
（付記１１）前記複写元データ領域の前記各領域の複写状況を示す管理情報を記憶するメモリを有し、前記制御回路は、前記メモリの管理情報を参照して、前記アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定することを特徴とする付記９又は１０の記憶システム。
【０１１５】
（付記１２）前記記憶装置は、前記データの記録再生を行うデイスク記憶装置で構成されたことを特徴とする付記９又は１０又は１１の記憶システム。
【０１１６】
（付記１３）前記記憶装置は、前記データの読取書き込みを行う半導体メモリで構成されたことを特徴とする請求項９又は１０又は１１の記憶システム。
【０１１７】
（付記１４）コピー指示に応じて、複写元のデータ領域のデータを複写先のデータ領域に複写するためのプログラムを格納する記憶媒体であって、前記プログラムは、前記複写元のデータ領域の分割された各領域単位で、前記複写先データ領域へ複写処理する情報と、前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先データ領域へのアクセスに対し、前記複写処理を中断して、前記アクセスを処理する情報とを有し、前記アクセスを処理する情報は、前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を更新する情報と、前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照する情報と、前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を更新し、前記アクセス対象領域の複写を禁止する情報とを有することを特徴とする記憶媒体。
【０１１８】
（付記１５）前記複写元データ領域は、第１の論理デイスクで構成され、前記複写先のデータ領域は、第２の論理デイスクで構成されたことを特徴とする付記１４の記憶媒体。
【０１１９】
【発明の効果】
以上説明したように、本発明によれば、次の効果を奏する。
【０１２０】
（１） 複写元論理ディスク等のデータ領域を複数に分割し、分割された領域単位で、複写先論理ディスク等の他のデータ領域へ複写するようにして、複写中に、アクセス要求があった時は、複写動作を中断し、アクセス要求を実行するため、実データを複写しながら、アクセス要求を受け付け、複写元及び複写先論理ディスクへの参照及び更新アクセスを行うことができる。
【０１２１】
（２） このようにしても、複写元論理ディスク等のデータ領域の複写未完了領域への更新アクセスは、複写元論理ディスク等のデータ領域のアクセス対象領域を、複写先論理ディスクへ複写した後、複写元論理ディスクのアクセス対象領域を更新するので、複写指示時の更新前のデータを複写することができる。
【０１２２】
（３） 複写先論理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスに対し、複写元論理ディスクの当該領域のデータを読みだすため、複写先論理ディスクの複写未完了領域であっても、当該領域の複写データを参照することができる。
【０１２３】
（４） 複写先論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスは、複写先論理ディスクを更新データで更新した後、その領域の複写を禁止するので、複写先論理ディスクの当該領域の更新データが、複写により変化することを防止できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の一実施の態様のディスク制御装置のブロック図である。
【図２】本発明の一実施の態様のコピー処理フロー図である。
【図３】図１のビットマップの説明図である。
【図４】本発明の一実施の態様の複写中の参照処理フロー図である。
【図５】本発明の一実施の態様の複写中の更新処理フロー図である。
【図６】複写中のアクセスパターンの説明図である。
【図７】本発明の一実施の態様の複写元の複写完了部への参照動作説明図である。
【図８】本発明の一実施の態様の複写元の複写完了部への更新動作説明図である。
【図９】本発明の一実施の態様の複写元の複写未完了部への参照動作説明図である。
【図１０】本発明の一実施の態様の複写先の複写未完了部への参照動作説明図である。
【図１１】本発明の一実施の態様の複写元の複写未完了部への更新動作説明図である。
【図１２】本発明の一実施の態様の複写先の複写未完了部への更新動作説明図である。
【図１３】本発明の他の実施の態様の構成図である。
【図１４】従来の二重化切り離しシステムの構成図である。
【図１５】従来の二重化切り離しシステムの動作説明図である。
【図１６】従来のログストラクチャシステムの説明図である。
【図１７】従来のコンカレントコピーシステムの説明図である。
【符号の説明】
１ 論理ディスク（複写元データ領域）
２ 論理ディスク（複写先データ領域）
３ ディスクコントローラ
４ ＣＰＵ
５ メモリ
６、８ ビットマップメモリ
７、９ キャッシュメモリ
【発明の属する技術分野】
本発明は、論理ディスク等のデータ領域間の複写を行うためのデータ領域間の複写処理方法、記憶システム及びその記憶媒体に関し、特に、複写指示に応じて、直ちにデータ領域へのアクセスを可能とするデータ領域間の複写処理方法、記憶システム及びその記憶媒体に関する。
【０００２】
論理デイスク等のデータ領域単位で複写を行うことが実行されている。例えば、論理ディスクは、物理的なディスクによる物理的な制約とは、無関係に構成された見かけ上のディスク装置である。従って、論理ディスクは、物理的に、複数の物理的ディスク装置から構成されることもあるし、１つの物理ディスクに複数の論理ディスクを構築することもある。どのような形態をとるかは、容量と性能をパラメータとして、決定される。
【０００３】
この代表的なシステムは、ＲＡＩＤ（例えば、ＲＡＩＤ０，１，０＋１，３，５）のランク又はＲＡＩＤグループと呼ばれている。
【０００４】
論理ディスク間の複写は、データの保存のためのバックアップとして利用される他に、様々な用途に利用される。例えば、業務を継続しつつ、テストを実行しする場合である。この場合に、業務で使用している論理ディスクを複写し、複写先論理ディスクをテストシステムで使用する。これにより、複写先論理ディスクを使用するテストシステムでデータ障害が発生しても、複写元論理ディスクを使用している業務には影響を与えない。
【０００５】
又、オンライン業務で使用している論理ディスクを複写し、複写先論理ディスクをバッチ処理で利用する。これにより、複写元論理ディスクを使用するオンライン業務の性能が、バッチ処理に影響を受けない。
【０００６】
このように、論理ディスク間の複写が必要とされるケースが増大している。この論理ディスクの複写の間は、業務を停止しなければならない。例えば、９Ｇｂｙｔｅの複写には、１時間かかる。しかし、近年の２４時間連続運転環境では、複写時間をゼロに近づけることにより、業務停止時間をゼロに近づけることが望まれている。
【０００７】
【従来の技術】
図１４乃至図１７は、従来技術の説明図であり、図１４及び図１５は、従来の二重化切り離しシステムの説明図、図１６は、従来のログストラクチャシステムの説明図、図１７は、従来のコンカレントコピーシステムの説明図である。
【０００８】
従来のＲＡＩＤ装置内の論理ディスクのデータの複写方法として、以下の方法が知られている。
【０００９】
（１） 二重化切り離しシステム（Ｓｅｐａｒａｔｅ Ｄｕａｌ Ｖｏｌｕｍｅ）
図１４に示すように、ホスト９０と、ＲＡＩＤ装置９１からなるシステムにおいて、図１５に示すように、先ず、ホスト９０からコピーが指示されると、複写先ボリューム（論理ディスク）９４の準備（定義）を行う。次に、二重化開始指示に応じて、プライマリー（複写元論理ディスク）９３からセカンダリー（複写先論理ディスク）９４の複写を開始する（二重化状態を作成する）。複写が完了する（二重化状態が完了する）と、ペア作成完了となる。この二重化状態が完了すると、ホスト９０からの更新処理要求は、プライマリー（複写元論理ディスク）９３と、セカンダリー（複写先論理ディスク）９４に反映される。ホスト９０が、二重化ペアの切り離しの指示を発行することにより、この時点での状態の論理ボリュームの複製が完了する。これにより、図１４に示すように、複写元論理ディスク）９３とセカンダリー（複写先論理ディスク）９４とを別々のホスト（アプリケーション）９０、９５が使用できる。
【００１０】
図１５に示すように、プライマリー（複写元論理ディスク）９３は、コピー期間中もアクセスできるが、セカンダリー（複写先論理ディスク）９４は、コピー期間中アクセスできない。
【００１１】
（２） ログストラクチャシステム（Ｌｏｇ Ｓｔｒｕｃｔｕｒｅｄ Ｆｉｌｅ）
図１６に示すように、ホストで定義される論理ディスクＡ、Ｂ、Ｃがあるとする。各データブロックは、１つの物理ディスク９６に格納されている。各論理ディスクＡ、Ｂ、Ｃは、物理ディスク９６のデータのポインタで定義される。従って、論理ディスクＡから論理ディスクＢへの複写は、論理ディスクＢのポインタを論理ディスクＡのポインタに設定することにより行われる。
【００１２】
又、論理ディスクＢへの更新データＢ２は、オリジナルデータと別に、物理ディスク９６に格納する。そして、論理ディスクＢのポインタを、更新データＢ２のポインタに更新することにより、論理ディスクＡのオリジナルデータＡ１〜Ａ６を変更することなく、論理ディスクＢを更新できる。
【００１３】
この方法は、実データの複写を伴わない方法であり、ポインタの設定により、複写動作が直ちに完了できる。
【００１４】
（３） コンカレントコピーシステム（Ｃｏｎｃｕｒｒｅｎｔ Ｃｏｐｙ）
図１７に示すように、複写元ディスク９３から複写先ディスク９４への複写時には、ホスト９０が、複写元ディスク９３の複写対象データを読み込み（Ａ）、データ転送機能により、複写先ディスク９４に書き込む。複写済の該当アドレスのビットマップを複写済に設定する。
【００１５】
複写中に、複写元ディスク９３の未複写領域に更新要求があると、複写元ディスク９３の該当データをサイドファイル９２に退避する（▲１▼）。ビットマップの当該アドレス部分をサイドファイルに退避中に設定する（▲２▼）。そして、複写元ディスク９３を更新する（▲３▼）。サイドファイル９２に退避されたデータの複写時は、サイドファイル９２から複写対象データを読み込み、データ転送機能により、複写先ディスク９４に書き込む（▲４▼）。この方法は、複写中に、ホストからの複写元ディスク９３に対する参照／更新が可能である。
【００１６】
【発明が解決しようとする課題】
しかしながら、従来技術では、次の問題があった。
【００１７】
（１） 図１４、図１５の二重化システムでは、コピー期間中に、複写先ディスクをアクセスできない。このため、複写先ディスクへのアクセスは、複写完了まで待つ必要があった。例えば、９Ｇｂｙｔｅの複写には、１時間程度かかるため、１時間待つ必要がある。このため、スケジュールされた運用が必要となる。
【００１８】
（２） 図１６のログストラクチャーシステムでは、複写指示に応じて、複写元論理ディスクも複写先論理ディスクもアクセス可能となるが、実データを複写していないため、データを別ディスクに複写した二重化システムの利点が得られない。即ち、複写先の論理ディスクでの障害は、複写元の論理ディスクの障害でもあるため、複写先の物理ディスクが障害となると、複写元の論理ディスクも使用できない。又、複写先物理ディスクへのアクセスは、複写元物理ディスクへのアクセスとなり、別ディスクに分散することによる高速性能が得られない。
【００１９】
（３） 図１７のコンカレントコピーシステムでは、複写元の論理ディスクへのアクセスは、複写中も可能であるが、複写先論理ディスクへのアクセスは、複写完了まで待つ必要があった。
【００２０】
従って、本発明の目的は、実データを複写しても、複写指示に応じて、直ちに複写完了の状態でアクセスすることができる記憶装置のデータ領域間の複写処理方法、記憶システム及びその記憶媒体を提供することにある。
【００２１】
本発明の他の目的は、複写中も、複写先のデータ領域のアクセスを可能とするためのデータ領域間の複写処理方法、記憶システム及びその記憶媒体を提供することにある。
【００２２】
本発明の更に他の目的は、アクセス領域が複写完了か複写未完了かを判定して、複写先のデータ領域のアクセスを可能とするためのデータ領域間の複写処理方法、記憶システム及びその記憶媒体を提供することにある。
【００２３】
【課題を解決するための手段】
本発明は、コピー指示に応じて、複写元のデータ領域のデータを複写先のデータ領域に複写する記憶装置のデータ領域間の複写処理方法である。そして、複写処理方法は、複写指示に応じて、前記複写元のデータ領域の分割された各領域単位で、前記複写先データ領域へ複写処理するステップと、前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先データ領域への複写処理以外のアクセスに対し、前記複写処理を中断して、前記複写処理以外のアクセスを処理するステップとを有する。
【００２４】
その複写処理以外のアクセスを処理するステップは、前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を更新するステップと、前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照するステップと、前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を更新して、前記アクセス対象領域の複写を禁止するステップとを有する。
【００２５】
本発明は、複写指示に応じて直ちに複写完了の応答を返し、実データを複写しながら、アクセス要求を受け付け、複写元及び複写先データ領域への参照及び更新アクセスを行うものである。このため、第１に、複写元データ領域の領域を複数に分割し、分割された領域単位で、複写先データ領域へ複写するようにして、複写中に、アクセス要求があった時は、複写動作を中断し、アクセス要求を実行するようにしている。
【００２６】
第２に、アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かによって、アクセス処理を変更している。即ち、複写完了領域への参照及び更新アクセスは、複写が完了しているので、アクセスを許可する。一方、複写未完了領域へのアクセスは、複写指示時のデータを保存しつつ、アクセスを許可する。即ち、複写元データ領域の複写未完了領域への参照アクセスは、データの変更がないため、そのまま許可する。複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスは、そのまま更新すると、更新前の未複写データが消失するため、複写元データ領域のアクセス対象領域を、複写先データ領域へ複写して、更新前のデータを複写先データ領域に移す。その後、複写元データ領域のアクセス対象領域を更新する。これにより、複写指示時の更新前のデータを複写することができる。
【００２７】
更に、複写先データ領域論理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスは、複写が完了していないため、複写元データ領域の当該領域のデータを読みだす。これにより、複写先データ領域の複写未完了領域であっても、当該領域の複写データを参照することができ、複写先データ領域においても、複写指示時のデータの参照が可能となる。
【００２８】
複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスは、複写先データ領域を更新データで更新する。そして、その領域の複写を禁止する。これにより、複写先データ領域の当該領域の更新データが、複写により変化することを防止できる。
【００２９】
本発明の他の態様は、前記データ領域が論理デイスクで構成することにより，ＲＡＩＤシステムでの論理デイスク間の複写が容易にできる。更に、本発明の他の態様では、前記アクセス処理ステップは、更に、前記複写元データ領域の参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照するステップと、前記複写先データ領域の複写完了領域へのアクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を参照又は更新するステップとを有する。
【００３０】
本発明の他の態様は、前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照ステップは、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照した後、前記参照した複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写するステップからなる。これにより、参照と共に、複写が可能となる。
【００３１】
本発明の他の態様は、前記複写ステップは、前記各領域の複写状況を示す管理情報を参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記複写領域の複写完了時に、前記複写領域の管理情報を更新するステップを有する。又、前記アクセスステップは、前記管理情報を参照して、前記アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定するステップを有する。
【００３２】
管理情報を設けているので、アクセス対象領域のデータを先に複写しても、その領域が再度複写されることを防止できる。又、管理情報により、アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定するため、正確にアクセス領域が、複写完了領域か複写未完了領域かを判定できる。
【００３３】
本発明の他の態様は、前記アクセスステップは、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した時に、前記アクセス対象領域の管理情報を更新するステップを更に有する。これにより、アクセス処理により、先に複写を行っても、管理情報が、正確に複写状況を示すことができる。
【００３４】
本発明の他の態様は、前記複写ステップは、前記複写元データ領域の各領域の複写状況を示す前記管理情報を参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記複写元データ領域の対象領域をメモリに読み出すステップと、前記対象領域を読み出した後に、前記管理情報を更新するステップと、前記メモリの前記対象領域を前記複写先データ領域に書き込むステップとを有する。対象領域をメモリに読みだしたことにより、管理情報を、更新することにより、複写元論理ディスクのアクセスが可能となる。
【００３５】
本発明の他の態様は、前記複写ステップは、前記各領域の複写状況を示すフラグで示すビットマップを参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記複写領域の複写完了時に、前記ビットマップの前記複写領域のフラグを更新するステップを有する。管理情報をビットマップで表現するため、管理情報の占めるメモリ領域を少なくすることができる。
【００３６】
本発明の他の態様は、前記複写ステップは、前記複写指示に応じて、複写完了を通知するステップを更に有する。これにより、アクセス元は、直ちにアクセスが可能となったことを知ることができる。
【００３７】
本発明のディスク記憶システムは、一の物理ディスクで構成された一の論理ディスクと、他の物理ディスクで構成された他の論理ディスクと、アクセス指示に応じて、指定された論理ディスクのデータをアクセスし、且つ複写指示に応じて、複写元の論理ディスクの分割された各領域単位で、前記複写先論理ディスクへの複写処理するディスク制御回路とを有する。
【００３８】
このディスク制御回路は、前記複写元論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を、前記複写先論理ディスクへ複写した後、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を更新し、前記複写先論理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を読み出し、前記複写先論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先論理ディスクの前記アクセス対象領域を更新し、前記アクセス対象領域の複写を禁止する。
【００３９】
これにより、前述したように、複写中に、複写先と複写元の論理ディスクのアクセスが可能となり、複写指示に応じて、ホストが、直ちに複写先と複写元の論理ディスクのアクセスが可能となる。従って、複写待ちの状態を回避することができる。
【００４０】
本発明のディスク記憶システムの他の態様は、前記複写元論理ディスクの前記各領域の複写状況を示す管理情報を記憶するメモリを有し、前記制御回路は、前記メモリの管理情報を参照して、前記アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定する。
【００４１】
本発明の記憶媒体は、前記複写元の論理ディスクの分割された各領域単位で、前記複写先論理ディスクへの複写処理する情報と、前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先論理ディスクへのアクセスに対し、前記複写処理を中断して、前記アクセスを処理する情報とを有する。そして、前記アクセスを処理する情報は、前記複写元論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を、前記複写先論理ディスクへ複写した後、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を更新する情報と、前記複写先論理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を参照する情報と、前記複写先論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先論理ディスクの前記アクセス対象領域を更新し、前記アクセス領域の複写を禁止する情報とを有する。
【００４２】
【発明の実施の形態】
図１は、本発明の一実施の形態の記憶システムのブロック図、図２は図１のコピー処理フロー図、図３は、図１のビットマップメモリの説明図である。
【００４３】
図１に示すように、ＲＡＩＤシステムでは、論理ディスク１は、１又は複数の物理ディスクで構成される。物理ディスクは、磁気ディスクや光ディスクを使用することができる。論理ディスク２は、１又は複数の物理ディスクで構成される。ディスクコントローラ３は、ホストの指示に応じて、論理ディスク１、２をアクセスする。
【００４４】
ディスクコントローラ３は、プロセッサ（ＣＰＵ）４と、メモリ（主記憶）５とを有する。メモリ５には、論理ディスク１のキャッシュ領域（キャッシュメモリという）７と、論理ディスク２のキャッシュ領域（キャッシュメモリという）９とが設けられている。又、メモリ５には、論理ディスク１の複写状態を管理するためのビットマップエリア（ビットマップという）６と、論理ディスク２の複写状態を管理するためのビットマップエリア（ビットマップという）８とが設けられている。
【００４５】
即ち、ビットマップ６、８は、図３（Ａ）に示すように、論理ディスク１、２の複写範囲の各データブロックに対して、１ビットを割り当て、未複写ブロックを「１」、複写済ブロックを「０」として、データブロックの複写状態を管理する。プロセッサ４には、ファームとして、複写プログラムが設けられている。そして、ビットマップ６、８を用いて、論理ディスクの複写範囲を各データブロック単位で複写する。
【００４６】
図２のコピー処理フローに従い、複写処理を説明する。ここで、複写元を論理ディスク１、複写先を論理ディスク２とする。
【００４７】
（Ｓ１）ホストは、コピー開始に当たり、ディスクコントローラ３に複写指示を与える。プロセッサ４は、複写指示を受けると、ホストに複写完了を通知する。これにより、ホストは、論理ディスク１、２のアクセスが可能となる。
【００４８】
（Ｓ２）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を未更新に設定する。図３（Ｂ）に示すように、ビットマップ６、８の各ビットは、未複写の「１」に設定される。
【００４９】
（Ｓ３）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６を参照して、未複写ブロック情報を獲得する（▲１▼）。そして、プロセッサ４は、複写元論理ディスク１に、対象ブロックのリードを指示する（▲２▼）。これにより、複写元論理ディスク１の対象データブロックが複写元のキャッシュメモリ７に展開される。これをステージングという（▲３▼）。
【００５０】
（Ｓ４）プロセッサ４は、複写元のキャッシュメモリ７に読み込んだ未複写データブロックを、複写先キャッシュメモリ９に複写する（▲４▼）。
【００５１】
（Ｓ５）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を更新済「０」に設定する（▲６▼）。図３（Ｃ）は、この様子を示している。そして、プロセッサ４は、複写先論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写データブロックの書き出しを指示する（▲７▼）。これにより、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写データブロックの書き出される。これをライトバックという（▲８▼）。
【００５２】
（Ｓ６）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６の更新ブロック情報を参照して、複写すべきデータブロックが残っているかを判定する。複写すべきデータブロックが残っていれば、ステップＳ３に戻る。逆に、複写すべきデータブロックが残っていなければ、複写を終了する。
【００５３】
このステップＳ３〜Ｓ７の間（図２の矢印の範囲）に、複写元及び複写先論理ディスク１、２へのＩ／Ｏ要求割り込みがあると、その複写処理を中断して、そのアクセス処理（図４乃至図１２で後述する）を行う。
【００５４】
図４は、複写中の論理ディスクに対する参照処理フロー図、図５は、複写中の論理ディスクに対する更新処理フロー図、図６は、複写中の論理ディスクに対するアクセスパターン説明図、図７乃至図１２は、その動作説明図である。図７は、複写元の複写完了部への参照動作説明図、図８は、複写元の複写完了部への更新動作説明図、図９は、複写元の複写未完了部への参照動作説明図、図１０は、複写先の複写未完了部への参照動作説明図、図１１は、複写元の複写未完了部への更新動作説明図、図１２は、複写先の複写未完了部への更新動作説明図である。
【００５５】
図４により、複写中の参照処理について、説明する。
【００５６】
（Ｓ１０）プロセッサ４は、参照指示（リード）と判定すると、実複写中かを判定する。実複写中（複写中）でないと、ステップＳ１５の通常参照処理に進む。
【００５７】
（Ｓ１１）実複写中であると、複写元への参照要求かを判定する。複写元への参照要求であると（図６のアクセスパターン１、３）、ステップＳ１５の通常参照処理に進む。
【００５８】
（Ｓ１２）複写元への参照要求でないと、複写先への参照要求である。プロセッサ４は、ビットマップ８を参照して、参照要求の領域が、複写未完了部かどうかを判定する。複写先の複写未完了部に対する参照要求でない、即ち、複写先の複写完了部に対する参照要求であると（図６のアクセスパターン５）、ステップＳ１５の通常参照処理に進む。
【００５９】
（Ｓ１３）複写先の複写未完了部に対する参照要求である（図６のアクセスパターン７）と、図１０に示すように、プロセッサ４は、複写元論理ディスク１に、対象ブロックのリードを指示し、複写元論理ディスク１の対象データブロックを複写元のキャッシュメモリ７にステージングする。次に、複写元のキャッシュメモリ７に読み込んだ未複写データブロックを、複写先キャッシュメモリ９に複写する。ホスト（アプリケーション）１０には、キャッシュメモリ９の未複写データブロックが転送される。複写先論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写データブロックの書き出しを指示し、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写データブロックが書き出される。プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を更新済「０」に設定する。
【００６０】
（Ｓ１４）プロセッサ４は、参照ブロックを構成するデータブロックが未だあるかを判定する。参照ブロックを構成するデータブロックが未だあれば、ステップＳ１３に戻る。参照ブロックを構成するデータブロックがなければ、参照を完了する。
【００６１】
（Ｓ１５）通常参照処理では、プロセッサ４は、指定された論理ディスク１又は２の参照ブロックをリードし、ホスト１０に転送して終了する。
【００６２】
従って、複写元の複写完了部への参照（図６のアクセスパターン１）の動作は、図７に示すようになる。又、複写元の複写未完了部への参照（図６のアクセスパターン３）の動作は、図９に示すようになる。更に、複写先の複写完了部への参照（図６のアクセスパターン５）の動作は、図７と同様である。
【００６３】
次に、図５により、複写中の更新処理について、説明する。
【００６４】
（Ｓ２０）プロセッサ４は、更新指示（ライト）と判定すると、実複写中かを判定する。実複写中（複写中）でないと、ステップＳ２８の通常更新処理に進む。
【００６５】
（Ｓ２１）実複写中であると、複写元への更新要求かを判定する。
【００６６】
（Ｓ２２）複写元への更新要求であると、プロセッサ４は、ビットマップ６を参照して、更新要求の領域が、複写未完了部かどうかを判定する。複写元の複写未完了部に対する更新要求でない、即ち、複写元の複写完了部に対する更新要求であると（図６のアクセスパターン２）、ステップＳ２８の通常更新処理に進む。
【００６７】
（Ｓ２３）複写元の複写未完了部に対する更新要求である（図６のアクセスパターン４）と、図１１に示すように、プロセッサ４は、複写元論理ディスク１に、更新対象ブロックのリードを指示し、複写元論理ディスク１の更新対象データブロックを複写元のキャッシュメモリ７にステージングする。次に、複写元のキャッシュメモリ７に読み込んだ更新対象データブロックを、複写先キャッシュメモリ９に複写する。複写先論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された更新対象データブロックの書き出しを指示し、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された更新対象データブロックが書き出される。プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を更新済「０」に設定する。そして、プロセッサ４は、ホストから転送されたキャッシュメモリ７の更新データブロックを論理ディスク１に書き出す。
【００６８】
（Ｓ２４）プロセッサ４は、更新データを構成するデータブロックが未だあるかを判定する。更新データを構成するデータブロックが未だあれば、ステップＳ２３に戻る。更新データを構成するデータブロックがなければ、更新を完了する。
【００６９】
（Ｓ２５）ステップＳ２１で、複写元への更新要求でないと、複写先への更新要求である。プロセッサ４は、ビットマップ８を参照して、更新要求の領域が、複写未完了部かどうかを判定する。複写先の複写未完了部に対する更新要求でない、即ち、複写先の複写完了部に対する更新要求であると（図６のアクセスパターン６）、ステップＳ２８の通常更新処理に進む。
【００７０】
（Ｓ２６）複写先の複写未完了部に対する更新要求である（図６のアクセスパターン８）と、図１２に示すように、プロセッサ４は、キャッシュメモリ９に格納された更新データブロックの書き出しを指示し、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９の更新データブロックが書き出される。プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を更新済「０」に設定する。これにより、複写動作によるこの領域の複写は禁止される。
【００７１】
（Ｓ２７）プロセッサ４は、更新データを構成するデータブロックが未だあるかを判定する。更新データを構成するデータブロックが未だあれば、ステップＳ２６に戻る。更新データを構成するデータブロックがなければ、更新を完了する。
【００７２】
（Ｓ２８）通常更新処理では、プロセッサ４は、指定された論理ディスク１又は２に、ホストから転送されたキャッシュメモリ７又は９の更新データブロックを論理ディスク１又は２に書き出し、終了する。
【００７３】
従って、複写元の複写完了部への更新（図６のアクセスパターン２）の動作は、図８に示すようになる。又、複写先の複写完了部への更新（図６のアクセスパターン６）の動作は、図８と同様である。
【００７４】
以上の動作を纏めると、図６に示すように、複写中のホストからのアクセスパターンは、８パターンある。複写元又は複写先論理ディスク１、２の複写完了部に対する参照（アクセスパターン１、５）では、指定された論理ディスク１又は２から参照データのデータブロックをキャッシュメモリ７、９にステージングした後、ステージングしたデータブロックをホストに通知する（図７参照）。この処理は、当該データブロックの複写の完了／未完了に影響していため、通常の参照処理と同一の処理である。
【００７５】
複写元又は複写先論理ディスク１、２の複写完了部に対する更新（アクセスパターン２、６）では、ホストから通知されたキャッシュメモリ７、９の更新されたデータブロックを、複写元又は複写先論理ディスク１、２に書き込む（図８参照）。この処理は、当該データブロックの複写が完了しているため、通常の更新処理と同一の処理である。
【００７６】
複写元論理ディスク１の複写未完了部に対する参照（アクセスパターン３）では、複写元論理ディスク１から参照データのデータブロックをキャッシュメモリ７にステージングした後、ステージングしたデータブロックをホストに通知する（図９参照）。この処理は、当該データブロックの複写の完了／未完了に影響していため、通常の参照処理と同一の処理である。
【００７７】
この時に、ステージングされたデータブロックを、複写先論理ディスク２へ書き込むことにより、複写も行うことができる。この場合には、前述の参照のみを行い、複写は後で行うこともできる。
【００７８】
複写元論理ディスク１の複写未完了部に対する更新（アクセスパターン４）では、複写元論理ディスク１の更新対象データブロックを、複写先論理ディスク２に書き込む（複写する）。この時、図３（Ｄ）に示すように、複写状態を管理するビットマップ６、８の当該更新ビットは、複写済に更新され、このデータブロック領域の複写は完了状態に設定される。その後、ホストからの更新データブロックを、複写元論理ディスク１に書き込む（図１１参照）。
【００７９】
複写先論理ディスク２の複写未完了部に対する参照（アクセスパターン７）では、複写元論理ディスク１から複写前の参照対象データブロックをキャッシュメモリ９にステージングした後、ステージングしたデータブロックをホストに通知する。そして、ステージングしたデータブロックを複写先論理ディスク２に書き込む（図１０参照）。この時、図３（Ｄ）に示すように、複写状態を管理するビットマップ６、８の当該データブロックの更新ビットは、複写済に更新され、このデータブロック領域の複写は完了状態に設定される。
【００８０】
複写先論理ディスク２の複写未完了部に対する更新（アクセスパターン８）では、ホストからの更新データブロックを、複写先論理ディスク２に書き込む（図１２参照）。この時、図３（Ｄ）に示すように、複写状態を管理するビットマップ６、８の当該更新ビットは、複写済に更新され、このデータブロック領域の複写は完了状態に設定される。このため、当該データブロック領域の複写元から複写先への複写は禁止される。
【００８１】
このようにして、複写処理を、複写範囲を複数の領域に分割して、分割した領域単位で、行う。このため、複写処理中に、上位からＩ／Ｏ要求を受けて、Ｉ／Ｏ要求を処理することができる。従って、複写指示を受けても、直ちに論理ディスクへのアクセスが可能となる。
【００８２】
又、複写元論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対しては、複写元論理ディスクの複写未完了領域を複写先論理ディスクに複写した後、複写元論理ディスクの複写未完了領域を更新するので、更新アクセスにより、複写先論理ディスクの複写データが更新されたデータとなることを防止できる。
【００８３】
更に、複写先論理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスに対しては、複写元論理ディスクの当該領域のデータを読み出し、転送するので、複写先論理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスであっても、複写データを提供できる。又、実施例のように、読み出した複写元論理ディスクの当該領域のデータを複写先論理ディスクに複写する処理を付加しても良い。これにより、読みだしたデータを複写に生かすことができる。
【００８４】
更に、複写先論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスに対しては、複写先論理ディスクの当該領域のデータを更新データで更新し、当該領域への複写を禁止するので、更新データが、複写データで変更されることを防止できる。
【００８５】
又、ビットマップ等により、各領域の複写状態を管理する管理情報を設けたため、容易に、複写完了領域か複写未完了領域かを判定できる。更に、アクセス処理時に、他の領域の複写に先立って、当該アクセス領域を先に複写しても、再複写を防止できる。同様に、複写先論理ディスクを更新処理しても、更新データを複写データで置き換えることを防止できる。
【００８６】
管理情報がビットマップのため、少ない容量で複写管理することができる。尚、ビットマップ６、８を、各論理ディスクに設けているが、各論理ディスクに共通な１つのビットマップで構成しても良い。
【００８７】
又、論理ディスク１、２のアクセス、複写は、周知のキャッシュメモリを用いたアクセス技術を使用できる。即ち、物理ディスクのデータの一部が、キャッシュメモリにステージングされるシステムでは、論理ディスクへのアクセスは、先ず、キャッシュメモリをアクセスして、該当ブロックデータを見つける。キャッシュメモリに該当ブロックデータがステージングされていない場合に、物理ディスクをアクセスして、該当ブロックデータを得る。更新の場合も同様であり、キャッシュメモリ上のデータを更新する。このような周知のキャッシュメモリを用いても良い。この場合には、論理ディスク１、２は、物理ディスクとキャッシュメモリとから構成される。
【００８８】
図１３は、本発明の他の実施の形態の記憶システムの構成図であり、記憶装置を半導体メモリで構成した例である。図１３において、図１で示したものと同一のものは、同一の記号で示してあり、複数のフラッシュメモリ１−１〜１−５のデータ領域の複写の例を示したものである。
【００８９】
メモリコントローラ３−１は、プロセッサ（ＣＰＵ）４と、メモリ（主記憶）５とを有する。メモリ５には、フラッシュメモリ１−１（論理ディスク１）のキャッシュ領域（キャッシュメモリという）７と、フラッシュメモリ２−１（論理ディスク２）のキャッシュ領域（キャッシュメモリという）９とが設けられている。又、メモリ５には、フラッシュメモリ１−１（論理ディスク１）の複写状態を管理するためのビットマップエリア（ビットマップという）６と、フラッシュメモリ２−１（論理ディスク２）の複写状態を管理するためのビットマップエリア（ビットマップという）８とが設けられている。
【００９０】
即ち、ビットマップ６、８は、図３（Ａ）に示したように、フラッシュメモリ１−１、２−１（論理ディスク１、２）の複写範囲の各データブロックに対して、１ビットを割り当て、未複写ブロックを「１」、複写済ブロックを「０」として、データブロックの複写状態を管理する。プロセッサ４には、ファームとして、複写プログラムが設けられている。そして、ビットマップ６、８を用いて、論理ディスクの複写範囲を各データブロック単位で複写する。
【００９１】
このフラッシュメモリ１−１、２−１のデータ領域間の複写処理は、図２で説明したものと同一である。即ち、複写元をフラッシュメモリ１−１（論理ディスク１と称す）、複写先をフラッシュメモリ２−１（論理ディスク２と称す）とする。
【００９２】
（Ｓ１）ホストは、コピー開始に当たり、メモリコントローラ３−１に複写指示を与える。プロセッサ４は、複写指示を受けると、ホストに複写完了を通知する。これにより、ホストは、論理ディスク１、２のアクセスが可能となる。
【００９３】
（Ｓ２）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を未更新に設定する。図３（Ｂ）に示すように、ビットマップ６、８の各ビットは、未複写の「１」に設定される。
【００９４】
（Ｓ３）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６を参照して、未複写ブロック情報を獲得する（▲１▼）。そして、プロセッサ４は、複写元論理ディスク１に、対象ブロックのリードを指示する（▲２▼）。これにより、複写元論理ディスク１の対象データブロックが複写元のキャッシュメモリ７に展開される。これをステージングという（▲３▼）。
【００９５】
（Ｓ４）プロセッサ４は、複写元のキャッシュメモリ７に読み込んだ未複写データブロックを、複写先キャッシュメモリ９に複写する（▲４▼）。
【００９６】
（Ｓ５）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６と、複写先ビットマップ８の更新ブロック情報を更新済「０」に設定する（▲６▼）。図３（Ｃ）は、この様子を示している。そして、プロセッサ４は、複写先論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写データブロックの書き出しを指示する（▲７▼）。これにより、論理ディスク２に、キャッシュメモリ９に複写された未複写データブロックの書き出される。これをライトバックという（▲８▼）。
【００９７】
（Ｓ６）プロセッサ４は、複写元ビットマップ６の更新ブロック情報を参照して、複写すべきデータブロックが残っているかを判定する。複写すべきデータブロックが残っていれば、ステップＳ３に戻る。逆に、複写すべきデータブロックが残っていなければ、複写を終了する。
【００９８】
このステップＳ３〜Ｓ７の間（図２の矢印の範囲）に、複写元及び複写先論理ディスク１、２へのＩ／Ｏ要求割り込みがあると、その複写処理を中断して、そのアクセス処理（図４乃至図１２で前述した）を行う。
【００９９】
このような半導体記憶システムは、パーソナルコンピュータ等の外部記憶システムに使用される。
【０１００】
上述の実施の態様の他に、本発明は、次のような変形が可能である。
【０１０１】
（１） 前述の実施の態様では、ディスクコントローラ３のプロセッサ４が、複写処理を実行しているが、サーバー等のホストが複写処理を実行しても良い。又、サーバー等のホストが、複写処理及びアクセス処理を実行することにより、ディスクコントローラ３を削除しても良い。
【０１０２】
（２） 複写先論理ディスクの複写未完了領域の参照アクセスにおいて、複写元論理ディスクを参照するとともに、複写先論理ディスクに複写しているが、複写元論理ディスクを参照し、複写先論理ディスクの複写は別途実行しても良い。
【０１０３】
以上、本発明を実施の形態により説明したが、本発明の主旨の範囲内で種々の変形が可能であり、これらを本発明の範囲から排除するものではない。
【０１０４】
（付記１）コピー指示に応じて、複写元のデータ領域のデータを複写先のデータ領域に複写する記憶装置のデータ領域間の複写処理方法において、複写指示に応じて、前記複写元のデータ領域の分割された各領域単位で、前記複写先データ領域へ複写処理するステップと、前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先データ領域へのアクセスに対し、前記複写処理を中断して，前記アクセスを処理するステップとを有し、前記アクセスを処理するステップは、
前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を更新するステップと、
前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照するステップと、前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を更新して、当該領域の複写を禁止するステップとを有することを特徴とする記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。
【０１０５】
（付記２）前記複写元データ領域は、第１の論理デイスクで構成され、前記複写先のデータ領域は、第２の論理デイスクで構成されたことを特徴とする付記１の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。
【０１０６】
（付記３）前記複写ステップは、前記各領域の複写状況を示す管理情報を参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記複写領域の複写完了時に、前記複写領域の管理情報を更新するステップとを有し、前記アクセス処理ステップは、前記管理情報を参照して、前記アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定するステップを有することを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。
【０１０７】
（付記４）前記複写先論理ディスクの複写未完了領域への参照ステップは、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を参照した後、前記参照した複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を、前記複写先論理ディスクへ複写するステップからなることを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。これにより、参照と共に、複写が可能となる。
【０１０８】
（付記５）前記アクセスステップは、前記複写元論理ディスクの前記アクセス対象領域を、前記複写先論理ディスクへ複写した時に、前記アクセス対象領域の管理情報を更新するステップを更に有することを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。これにより、アクセス処理により、先に複写を行っても、管理情報が、正確に複写状況を示すことができる。
【０１０９】
（付記６）前記複写ステップは、前記複写元論理ディスクの各領域の複写状況を示す前記管理情報を参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記複写元論理ディスクの対象領域をメモリに読み出すステップと、前記対象領域を読み出した後に、前記管理情報を更新するステップと、前記メモリの前記対象領域を前記複写先論理ディスクに書き込むステップとを有することを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。対象領域をメモリに読みだしたことにより、管理情報を、更新することにより、複写元論理ディスクのアクセスが可能となる。
【０１１０】
（付記７）前記複写ステップは、前記各領域の複写状況を示すフラグで示すビットマップを参照して、次の複写領域を決定するステップと、前記複写領域の複写完了時に、前記ビットマップの前記複写領域のフラグを更新するステップを有することを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。管理情報をビットマップで表現するため、管理情報の占めるメモリ領域を少なくすることができる。
【０１１１】
（付記８）前記複写ステップは、前記複写指示に応じて、複写完了を通知するステップを更に有することを特徴とする付記１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。これにより、アクセス元は、直ちにアクセスが可能となったことを知ることができる。
【０１１２】
（付記９）一のデータ領域と他のデータ領域とを有する記憶装置と、アクセス指示に応じて、指定されたデータ領域のデータをアクセスし、且つ複写指示に応じて、複写元のデータ領域の分割された各領域単位で、複写先データ領域へ複写処理する記憶制御回路とを有し、前記記憶制御回路は、前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を更新し、前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照し、前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を更新し、前記対象領域の複写を禁止することを特徴とする記憶システム。
【０１１３】
（付記１０）前記記憶装置は、前記一のデータ領域を構成する一の論理ディスクと、前記他のデータ領域を構成する他の論理ディスクとを有することを特徴とする付記９の記憶システム。
【０１１４】
（付記１１）前記複写元データ領域の前記各領域の複写状況を示す管理情報を記憶するメモリを有し、前記制御回路は、前記メモリの管理情報を参照して、前記アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定することを特徴とする付記９又は１０の記憶システム。
【０１１５】
（付記１２）前記記憶装置は、前記データの記録再生を行うデイスク記憶装置で構成されたことを特徴とする付記９又は１０又は１１の記憶システム。
【０１１６】
（付記１３）前記記憶装置は、前記データの読取書き込みを行う半導体メモリで構成されたことを特徴とする請求項９又は１０又は１１の記憶システム。
【０１１７】
（付記１４）コピー指示に応じて、複写元のデータ領域のデータを複写先のデータ領域に複写するためのプログラムを格納する記憶媒体であって、前記プログラムは、前記複写元のデータ領域の分割された各領域単位で、前記複写先データ領域へ複写処理する情報と、前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先データ領域へのアクセスに対し、前記複写処理を中断して、前記アクセスを処理する情報とを有し、前記アクセスを処理する情報は、前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を更新する情報と、前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照する情報と、前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を更新し、前記アクセス対象領域の複写を禁止する情報とを有することを特徴とする記憶媒体。
【０１１８】
（付記１５）前記複写元データ領域は、第１の論理デイスクで構成され、前記複写先のデータ領域は、第２の論理デイスクで構成されたことを特徴とする付記１４の記憶媒体。
【０１１９】
【発明の効果】
以上説明したように、本発明によれば、次の効果を奏する。
【０１２０】
（１） 複写元論理ディスク等のデータ領域を複数に分割し、分割された領域単位で、複写先論理ディスク等の他のデータ領域へ複写するようにして、複写中に、アクセス要求があった時は、複写動作を中断し、アクセス要求を実行するため、実データを複写しながら、アクセス要求を受け付け、複写元及び複写先論理ディスクへの参照及び更新アクセスを行うことができる。
【０１２１】
（２） このようにしても、複写元論理ディスク等のデータ領域の複写未完了領域への更新アクセスは、複写元論理ディスク等のデータ領域のアクセス対象領域を、複写先論理ディスクへ複写した後、複写元論理ディスクのアクセス対象領域を更新するので、複写指示時の更新前のデータを複写することができる。
【０１２２】
（３） 複写先論理ディスクの複写未完了領域への参照アクセスに対し、複写元論理ディスクの当該領域のデータを読みだすため、複写先論理ディスクの複写未完了領域であっても、当該領域の複写データを参照することができる。
【０１２３】
（４） 複写先論理ディスクの複写未完了領域への更新アクセスは、複写先論理ディスクを更新データで更新した後、その領域の複写を禁止するので、複写先論理ディスクの当該領域の更新データが、複写により変化することを防止できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の一実施の態様のディスク制御装置のブロック図である。
【図２】本発明の一実施の態様のコピー処理フロー図である。
【図３】図１のビットマップの説明図である。
【図４】本発明の一実施の態様の複写中の参照処理フロー図である。
【図５】本発明の一実施の態様の複写中の更新処理フロー図である。
【図６】複写中のアクセスパターンの説明図である。
【図７】本発明の一実施の態様の複写元の複写完了部への参照動作説明図である。
【図８】本発明の一実施の態様の複写元の複写完了部への更新動作説明図である。
【図９】本発明の一実施の態様の複写元の複写未完了部への参照動作説明図である。
【図１０】本発明の一実施の態様の複写先の複写未完了部への参照動作説明図である。
【図１１】本発明の一実施の態様の複写元の複写未完了部への更新動作説明図である。
【図１２】本発明の一実施の態様の複写先の複写未完了部への更新動作説明図である。
【図１３】本発明の他の実施の態様の構成図である。
【図１４】従来の二重化切り離しシステムの構成図である。
【図１５】従来の二重化切り離しシステムの動作説明図である。
【図１６】従来のログストラクチャシステムの説明図である。
【図１７】従来のコンカレントコピーシステムの説明図である。
【符号の説明】
１ 論理ディスク（複写元データ領域）
２ 論理ディスク（複写先データ領域）
３ ディスクコントローラ
４ ＣＰＵ
５ メモリ
６、８ ビットマップメモリ
７、９ キャッシュメモリ
Claims (10)
- コピー指示に応じて、複写元のデータ領域のデータを複写先のデータ領域に複写する記憶装置のデータ領域間の複写処理方法において、
複写指示に応じて、前記複写元のデータ領域の分割された各領域単位で、前記複写先データ領域へ複写処理するステップと、
前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先データ領域への複写処理以外のアクセスに対し、前記複写処理を中断して、前記複写処理以外のアクセスを処理するステップとを有し、
前記複写処理以外のアクセスを処理するステップは、
前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を更新するステップと、
前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照するステップと、
前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を更新して、前記アクセス対象領域の複写を禁止するステップとを有することを
特徴とする記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。 - 前記複写元データ領域は、第１の論理デイスクで構成され、前記複写先のデータ領域は、第２の論理デイスクで構成されたことを
特徴とする請求項１の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。 - 前記複写ステップは、
前記各領域の複写状況を示す管理情報を参照して、次の複写領域を決定するステップと、
前記複写領域の複写完了時に、前記複写領域の管理情報を更新するステップとを有し、
前記アクセス処理ステップは、
前記管理情報を参照して、前記アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定するステップを有することを
特徴とする請求項１又は２の記憶装置のデータ領域間の複写処理方法。 - 一のデータ領域と他のデータ領域とを有する記憶装置と、
複写処理以外のアクセス指示に応じて、指定されたデータ領域のデータをアクセスし、且つ複写指示に応じて、複写元のデータ領域の分割された各領域単位で、複写先データ領域へ複写処理する記憶制御回路とを有し、
前記記憶制御回路は、
前記複写処理以外のアクセスを処理するため、前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を更新し、前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照し、前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を更新して、前記アクセス対象領域の複写を禁止することを
特徴とする記憶システム。 - 前記記憶装置は、前記一のデータ領域を構成する一の論理ディスクと、前記他のデータ領域を構成する他の論理ディスクとを有することを
特徴とする請求項４の記憶システム。 - 前記複写元データ領域の前記各領域の複写状況を示す管理情報を記憶するメモリを有し、
前記制御回路は、
前記メモリの管理情報を参照して、前記アクセス対象領域が複写完了領域か複写未完了領域かを判定することを
特徴とする請求項４又は５の記憶システム。 - 前記記憶装置は、前記データの記録再生を行うデイスク記憶装置で構成されたことを
特徴とする請求項４又は５又は６の記憶システム。 - 前記記憶装置は、前記データの読取書き込みを行う半導体メモリで構成されたことを
特徴とする請求項４又は５又は６の記憶システム。 - コピー指示に応じて、複写元のデータ領域のデータを複写先のデータ領域に複写するためのプログラムを格納するコンピュータ読み取り可能な記憶媒体であって、
前記プログラムは、
前記複写元のデータ領域の分割された各領域単位で、前記複写先データ領域へ複写処理する情報と、
前記複写処理中の前記複写元及び前記複写先データ領域への複写処理以外のアクセスに対し、前記複写処理を中断して、前記複写処理以外のアクセスを処理する情報とを有し、
前記複写処理以外のアクセスを処理する情報は、
前記複写元データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を、前記複写先データ領域へ複写した後、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を更新する情報と、
前記複写先データ領域の複写未完了領域への参照アクセスに対し、前記複写元データ領域の前記アクセス対象領域を参照する情報と、
前記複写先データ領域の複写未完了領域への更新アクセスに対し、前記複写先データ領域の前記アクセス対象領域を更新して、前記アクセス対象領域の複写を禁止する情報とを有することを
特徴とするコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。 - 前記複写元データ領域は、第１の論理デイスクで構成され、前記複写先データ領域は、第２の論理デイスクで構成されたことを
特徴とする請求項９のコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。
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