JP3714184B2 - 記憶装置のデータ領域間複写処理方法、及び記憶システム - 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、記憶システムに関し、特に、遠隔地に通信可能に配置された正センタと副センタとで構成されるリモートシステムにおいて、正センタに備えられたデータ領域を副センタに備えられたデータ領域へ複写する指示に応じて、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、記憶システムに関する。
【０００２】
論理ディ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】
リモートシステムにおける論理ディスク間の複写は、主にデータの保存のためのバックアップとして利用されるが、他にも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、２時間程度かかる。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１７乃至図２０は、従来技術の説明図であり、図１７及び図１８は従来の二重化切り離しシステムの説明図、図１９は従来のログストラクチャシステムの説明図、図２０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装置に備えられる論理ディスクのデータ複写方法としては、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１７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１８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１７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１８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１９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２０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１７、図１８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、２時間程度かかるため、２時間もの待ち時間が生じる。このため、スケジュールされた運用が必要となる。
【００１８】
(2)図１９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２０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、記憶システムを提供することにある。
【００２３】
また、類似の問題として、上位装置からのアクセスを可能とするためには、あらかじめ論理ディスクのフォーマットが必要であり、フォーマットが終了するまでは、当該論理ディスクに対するアクセスは行えなかった。論理フォーマットに要する時間は論理ボリュームの大きさによって異なるが、おおよそ数十分から数時間であるが、この間はデータ処理ができないということになる。ストレージシステムの新設や既存システムに論理ボリュームの増設等の作業に要する時間が無視できない状態になってきている。
【００２４】
従って、本発明の更なる目的は、論理ディスクのフォーマットを実行しても、フォーマット開始指示に応じて、直ちにフォーマット完了の状態でアクセスすることができる記憶装置のフォーマット処理方法、記憶システム及びその記憶媒体を提供することにある。
【００２５】
【課題を解決するための手段】
本発明は、複写指示に応じて、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、複写方法は、複写指示に応じて、前記複写元のデータ領域のデータを、所定のブロック単位毎に中間媒体データ領域へ複写処理するとともに、中間媒体データ領域へ複写されたデータを前記複写先データ領域へ複写処理するステップ、及び、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のブロックに対する外部からのアクセスに対し、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する。
【００２６】
そのアクセスを処理するステップは、まず、前記アクセス対象ブロックが、複写処理が完了しているブロックに対するものか否かをデータ領域毎に判断した後、当該判断に基づいて、以下の処理ステップを有する。
【００２７】
アクセスが、複写元データ領域の複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、複写元データ領域のアクセス対象ブロックに格納されているデータを、中間媒体データ領域へ複写した後、複写元データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新する。
【００２８】
アクセスが、複写先データ領域の複写未完了ブロックであって複写元データ領域から中間媒体データ領域へのデータ複写未完了ブロックへの参照アクセスである場合には、複写元データ領域のデータを参照する。
【００２９】
アクセスが、複写先データ領域の複写未完了ブロックであって複写元データ領域から中間媒体データ領域のデータ複写完了ブロックへの参照アクセスである場合には、複写元データ領域のデータ又は中間媒体データ領域のデータを参照する。装置の処理性能を考慮すれば、一般的には後者が望ましいが、キャッシュメモリ上にデータが存在するなど、様々な要因により具体的な性能の優劣は異なる。
【００３０】
アクセスが、複写先データ領域の複写未完了ブロックであって複写元データ領域から中間媒体データ領域のデータ複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、以下の二つの内のいずれかの処理を行う。
【００３１】
第一の処理は、複写先データ領域のアクセス対象ブロックを更新するとともに当該ブロックへの複写を禁止する処理である。第二の処理は、中間媒体データ領域のデータを更新した後、当該データの格納されているブロックへの複写元データ領域からの複写を禁止する処理である。
【００３２】
アクセスが、複写先データ領域の複写未完了ブロックであって複写元データ領域から中間媒体データ領域への複写が完了しているブロックへの更新アクセスである場合には、複写先データ領域のアクセス対象ブロックを更新して当該ブロックへの複写を禁止する。
【００３３】
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、複写元データ領域を複数のブロックに分割し、分割されたブロック単位で、中間媒体データ領域へ一旦複写した後、当該データを複写先データ領域へ複写する。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。中間媒体を備える理由は後述する。
【００３４】
複写元から中間媒体への複写と、中間媒体から複写先への複写とは、異なる時間にも、同時にも実行することができる。いずれを採用するかは、処理時間と開発時間とのトレードオフで決定される。
【００３５】
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、更に中間媒体への複写が完了しているか否かによって、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。このため、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、論理的には、複写指示時の更新前のデータを複写することができる。
【００３６】
しかし、正センタと副センタとが遠隔地に配置され、通信回線を介してデータの二重化を行うリモートシステムの場合には、上記手順をそのまま適用することはできない。リモートシステムにおいては、正センタと副センタとの間のデータの転送に、同一記憶システム内で行う記憶装置間のデータ転送処理の、実に4倍もの時間を要するからである。これは、正センタと副センタとの距離が数百キロにも及ぶ場合があることと、通信に一般専用線等を利用していることに起因する。
【００３７】
そうすると、データ複写中に、複写元データ領域の複写未完了ブロックに更新処理が行われると、当該ブロックを副センタに複写する動作が必要となる。この複写処理が完了するまで、複写元データ領域の複写未完了ブロックに対する、上位装置からの更新処理は待たされることになる。上位装置からの更新処理は著しく遅延することとなり、装置性能を大幅に低下させる。
【００３８】
このため、特に、リモートシステムの場合には、中間媒体が必要となる。正センタから副センタのデータ複写が開始されると、まず、複写元データ領域から中間媒体データ領域に対する複写が開始される。この複写は同一記憶システム内で実行されるので、複写処理中に前述のような、複写元データ領域の複写未完了ブロックに対する更新処理が行われたとしても、当該ブロックの中間媒体への複写は比較的短い時間で終了する。このため、装置性能の低下は最低限度に抑えられ、通常は問題とならない範囲で収まる。
【００３９】
一旦、複写元データ領域から中間媒体領域への複写が完了してしまえば、複写元データ領域は複写処理から開放される。上位装置からの複写元データ領域へのアクセスは、通常どおり実行される。複写元データ領域に対する性能の低下は発生しない。その後、中間媒体から副センタ側の複写先領域への複写を実行することで、複写処理自体も完了する。これにより、正センタの複写元データ領域から副センタの複写先データ領域への複写は物理的にも完了する。
【００４０】
複写先データ領域論理ディスクの複写未完了ブロック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ブロック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ブロックであっても、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。また、中間媒体への複写が既に完了しているなら、中間媒体データ領域の当該ブロックのデータを読み出してもよい。
【００４１】
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。
【００４２】
この場合も、前記中間媒体を備えているので、中間媒体領域のデータブロックの更新としてもより。この場合は、複写元データ領域から中間媒体への当該ブロックの複写を禁止する。
【００４３】
本発明の他の態様は、前記データ領域が論理ディスクで構成することにより，ＲＡＩＤシステムでの論理ディ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。
【００４４】
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。
【００４５】
もちろん、中間媒体を備えているので、中間が痛い領域への複写が完了していれば、そちのデータを参照することもできる。
【００４６】
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。
【００４７】
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。
【００４８】
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。
【００４９】
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。
【００５０】
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。
【００５１】
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。
【００５２】
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。
【００５３】
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、前記中間媒体へ複写した後、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。
【００５４】
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。
【００５５】
また、中間媒体を備えたことで、リモートシステムにおいても、複写元ディスク装置の処理性能の低下を防止することができる。
【００５６】
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。
【００５７】
【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。
【００５８】
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。正センタ側ディスクコントローラ１４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。
【００５９】
ディスクコントローラ１４は、プロセッサ（ＣＰＵ）４と、メモリ（主記憶）７とを有する。メモリ７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）９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）１１とが設けられている。又、メモリ７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）８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）１０とが設けられている。
【００６０】
即ち、ビットマップ８、１０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は、メモリ７に格納されたファームウェアの記述に基づいて動作する。そして、ビットマップ８、１０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。
【００６１】
論理ディスク３もまた、１又は複数の物理ディスクで構成される。副センタ側ディスクコントローラ１５は、ホストの指示及び正センタの指示に応じて、論理ディスク３をアクセスする。また、通信回線を介して、副センタの複写先データ領域に対するアクセスも可能である。
【００６２】
ディスクコントローラ１５は、プロセッサ（ＣＰＵ）６と、メモリ（主記憶）１６とを有する。メモリ１６には、論理ディスク３のキャッシュ領域（キャッシュメモリという）１３が設けられている。又、メモリ１６には、論理ディスク３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）１２が設けられている。
【００６３】
即ち、ビットマップ１２は、図３（Ａ）に示すように、論理ディスク３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６は、メモリ７に格納されたファームウェアの記述に基づいて動作する。そして、ビットマップ１２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。
【００６４】
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、中間媒体を論理ディスク２、複写先を論理ディスク３とする。
【００６５】
（Ｓ０）ホストは、コピー開始に当たり、ディスクコントローラ１４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、３のアクセスが可能となる。
【００６６】
（Ｓ１）プロセッサ４は、複写元ビットマップ８の複写済みブロック情報を未複写に設定する。プロセッサ４は、複写先ビットマップ１２の複写済みブロック情報を未複写に設定するよう、副センタに指示する。プロセッサ４は、中間媒体用ビットマップ１０の複写済みブロック情報を複写済みに設定する。図３（Ｂ）に示すように、ビットマップ６、１０の各ビットは、未複写の「１」に設定される。ビットマップ８の各ビットは、複写済の「０」に設定される。
【００６７】
この後、プロセッサ４は、複写元から中間媒体への複写を実行しつつ、中間媒体から複写先への複写（Ｓ８以降）を並列に実行する。
【００６８】
（Ｓ２）プロセッサ４は、複写元ビットマップ８を参照して、未複写ブロック情報を獲得する（▲１▼）。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９に展開される。これをステージングという（▲３▼）。
【００６９】
（Ｓ３）プロセッサ４は、複写元のキャッシュメモリ９に読み込んだ未複写データブロックを、中間媒体キャッシュメモリ１１に複写する（▲４▼）。
【００７０】
（Ｓ４）プロセッサ４は、複写元ビットマップ８を複写済「０」に設定する（▲７▼）。プロセッサ４は、中間媒体ビットマップ１０の更新ブロック情報を未複写「１」に設定する。図３（Ｃ）は、この様子を示している。
【００７１】
（Ｓ５）プロセッサ４は、中間媒体論理ディスク２に対して、キャッシュメモリ１１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。これにより、論理ディスク２に、キャッシュメモリ１１に複写された未複写データブロックが書き出される。これをデステージという（▲８▼）。プロセッサ４は、デステージが完了すると、その旨を中間媒体から副センタの複写先データ領域への複写プロセス（Ｓ８以降）に通知する。
【００７２】
（Ｓ６）プロセッサ４は、複写元ビットマップ８の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Ｓ２に戻る。
【００７３】
（Ｓ７）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し、中間媒体から副センタの複写先データ領域への複写プロセスに、複写終了を通知する。
【００７４】
このステップＳ３〜Ｓ７の間に、複写元及び複写先論理ディスク１、３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。
【００７５】
（Ｓ８）中間媒体から副センタの複写先データ領域への複写プロセスは、中間媒体への書き込み完了通知を待っている。
【００７６】
（Ｓ９）プロセッサ４は、中間媒体への書き込み完了通知を受け取ると、中間媒体用ビットマップ１０を参照して、複写先データ領域への複写可能範囲を決定する。
【００７７】
（Ｓ１０）プロセッサ４は、複写可能範囲のデータブロックを、中間媒体キャッシュメモリ１１に複写する。
【００７８】
（Ｓ１１）プロセッサ４は、中間媒体用キャッシュメモリ１１に読み込んだ未複写データブロックを、副センタに転送する（▲５▼）。
【００７９】
（Ｓ１２）プロセッサ４は、副センタからの書き込み完了通知を待って、中間媒体用ビットマップ１０を複写済「０」に設定する。図３（Ｃ）は、この様子を示している。
【００８０】
（Ｓ１３）プロセッサ４は、中間媒体ビットマップ１０を参照して、未複写領域が残っているか否か判断する。未複写領域が残っている場合には、ステップＳ９に戻り、処理を繰り返す。
【００８１】
（Ｓ１４）プロセッサ４は、中間媒体ビットマップ１０を参照して、未複写領域が残ってない場合、複写元データ領域からの複写終了通知があったかどうか判断する。複写終了通知がない場合、再び、中間媒体へのデータの複写が行われるのを待つステップＳ８に戻る。
【００８２】
（Ｓ１５）プロセッサ４は、複写終了通知あった場合、複写処理を完了する（Ｓ１５）。
【００８３】
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。
【００８４】
図４により、複写中の参照処理について、説明する。
【００８５】
（Ｓ２０）プロセッサ４は、参照指示（リード）が複写対象領域への参照か否かを判定する。複写対象領域への参照でなければ、ステップＳ２２のステージング処理に進む。
【００８６】
（Ｓ２１）複写対象領域への参照であると、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Ｓ２２のステージング処理に進む。
【００８７】
（Ｓ２２）プロセッサ４は、複写元のデータ領域から複写元のキャッシュメモリ９へ、対象データのステージングを行う。
【００８８】
（Ｓ２３）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、複写元から中間媒体への複写未完了部かどうかを判定する。中間媒体への複写未完了部に対する参照要求でない、即ち、中間媒体への複写完了部に対する参照要求（図６のアクセスパターン５、７）であると、ステップＳ２２のステージング処理に進む。
【００８９】
（Ｓ２４）中間媒体へ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９にステージングする（▲９▼）。複写元のキャッシュメモリ９に読み込んだ未複写データブロックを、中間媒体用キャッシュメモリ１１に複写する。
【００９０】
（Ｓ２５）プロセッサ４は、中間媒体論理ディスク２に、キャッシュメモリ１１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。これにより、論理ディスク２に、キャッシュメモリ１１に複写された未複写データブロックが書き出される。
【００９１】
（Ｓ２６）プロセッサ４は、複写元ビットマップ８のブロック情報を複写済「０」に設定する。プロセッサ４は、中間媒体用ビットマップ１０のブロック情報を未複写「１」に設定する。
【００９２】
（Ｓ２７）プロセッサ４は、参照対象を構成するデータブロックが未だあるかを判定する。参照対象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。参照対象を構成するデータブロックがなければ、参照を完了する。
【００９３】
（Ｓ２８）通常参照処理では、プロセッサ４は、キャッシュメモリ９にステージングされたブロックをホスト１７に転送して終了する。
【００９４】
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。
【００９５】
次に、図５により、複写中の更新処理について、説明する。
【００９６】
（Ｓ３０）プロセッサ４は、更新指示（ライト）と判定すると、複写対象領域への更新処理か否かを判定する。複写対象領域でないと、ステップＳ４１のキャッシュメモリ９への書き込み処理に進む。
【００９７】
（Ｓ３１）複写対象領域であると、プロセッサ４は、ビットマップ８を参照して、複写元の複写未完了部への更新要求かを判定する。複写元の複写未完了部に対する更新要求でないと、ステップＳ３６の判断に進む。
【００９８】
（Ｓ３２）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９にステージングする。次に、プロセッサ４は、複写元のキャッシュメモリ９に読み込んだ更新対象データブロックを、中間媒体キャッシュメモリ１１に複写する。プロセッサ４は、キャッシュメモリ１１に複写された更新対象データブロックの、中間媒体論理ディスク２へのデステージを指示する。論理ディスク２に、キャッシュメモリ１１に複写された更新対象データブロックがデステージされる。
【００９９】
（Ｓ３３）プロセッサ４は、複写元ビットマップ８の複写ブロック情報を複写済「０」に設定する。
【０１００】
（Ｓ３４）プロセッサ４は、中間媒体ビットマップ１０の複写ブロック情報を未複写「１」に設定する。
【０１０１】
（Ｓ３５）プロセッサ４は、更新対象を構成するデータブロックが未だあるかを判定する。更新対象を構成するデータブロックが未だあれば、ステップＳ３２に戻る。更新対象を構成するデータブロックがなければ、ステップＳ４２の通常更新処理に進む。
【０１０２】
（Ｓ３６）プロセッサ４は、ビットマップ１１を参照して、更新指示が、複写先の複写未完了部に対する更新要求（図６のアクセスパターン８）であるか否かを判定する。プロセッサ４は、更新指示が、複写先の複写未完了部に対する更新要求でないと、ステップＳ４１のキャッシュメモリ９への書き込み処理に進む。
【０１０３】
（Ｓ３７）プロセッサ４は、ビットマップ８を参照して、更新対象のブロックの、複写元データ領域から中間媒体データ領域への複写が完了しているか否かを判断する。複写が完了していなければ、ステップＳ４１のキャッシュメモリ９への書き込み処理に進む。
【０１０４】
（Ｓ３８）中間媒体への複写が完了していれば、プロセッサ４は、中間媒体から副センタの複写先データ領域へのキャッシュメモリ１３へのデータ転送を開始する。
【０１０５】
（Ｓ３９）プロセッサ４は、副センタからの書き込み完了報告を受けると、ビットマップ１１の複写ブロック情報を複写済み「０」に設定する。
【０１０６】
（Ｓ４０）プロセッサ４は、ビットマップ１１を参照して、更新対象領域に未複写領域が残っているか確認する。未複写領域が残っていれば、ステップＳ３８に戻り、処理を続ける。未複写領域が残っていなければ、ステップＳ４１のキャッシュメモリ９への書き込み処理に進む。
【０１０７】
（Ｓ４１）更新データを複写元データ領域のキャッシュメモリ９に書き込む。
【０１０８】
（Ｓ４２）ホストから転送されたキャッシュメモリ９の更新データブロックを論理ディスク１に書き出し、更新を完了する。
【０１０９】
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、通常動作となる。
【０１１０】
以上の動作を纏めると、中間媒体へのホストからのアクセスも許容すれば、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、１２パターンある。複写元又は複写先論理ディスク１、３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３から参照データのデータブロックをキャッシュメモリ９、１３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ないため、通常の参照処理と同一の処理である。
【０１１１】
複写元又は複写先論理ディスク１、３の複写完了部に対する更新（アクセスパターン２、６）では、キャッシュメモリ９、１３上に存在する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、３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。
【０１１２】
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／未完了に影響してないため、通常の参照処理と同一の処理である。
【０１１３】
この時に、ステージングされたデータブロックを、中間媒体論理ディスク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。
【０１１４】
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、中間媒体論理ディスク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８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）。
【０１１５】
複写先論理ディスク３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、中間媒体データ領域への複写が未完了ならば、ステージングしたデータブロックを中間媒体論理ディスク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。
【０１１６】
中間媒体データ領域への複写が完了している場合は、既に複写元データ領域のデータは保持されているので、複写元論理ディスクへ１の更新処理は、通常どおり行える。
【０１１７】
複写先論理ディスク３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３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１０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。
【０１１８】
中間媒体論理ディスク２への複写が未完了ならば、複写先論理ディスク３への更新データを中間媒体論理ディスク２へ書き込むことも可能となる。この場合、複写状態を管理するビットマップ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しなけらばならない。
【０１１９】
また、以上に加えて更に、ホスト（アプリケーション）から、中間媒体へのアクセスを許す形態も考えられる。この様子を示したのが、図１３及び図１４である。
【０１２０】
中間媒体論理ディスクへの複写完了部に対する複写元論理ディスクの参照（アクセスパターン９）では、指定された論理ディスク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。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ないため、通常の参照処理と同一の処理である。
【０１２１】
中間媒体論理ディスク２への複写未完了部に対する複写元論理ディスクの参照（アクセスパターン１１）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１３参照）。この処理は、当該データブロックの複写の完了／未完了に影響してないため、通常の参照処理と同一の処理である。
【０１２２】
中間媒体論理ディスク２への複写完了部に対する複写元論理ディスクの更新（アクセスパターン１０）では、キャッシュメモリ９上に存在する更新されたデータブロックを、複写元論理ディスク１に書き込む。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。
【０１２３】
中間媒体論理ディスク２への複写未完了部に対する複写元論理ディスクの更新（アクセスパターン１２）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、キャッシュメモリ９にステージングして、キャッシュメモリ１３に複写しする。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１４参照）。
【０１２４】
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。
【０１２５】
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。
【０１２６】
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。
【０１２７】
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。
【０１２８】
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。
【０１２９】
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。
【０１３０】
又、論理ディスク１、２、３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、３は、物理ディスクとキャッシュメモリとから構成される。
【０１３１】
図１５は、副センタに接続されたホスト１００が、複写先論理ディスク３の複写未完了ブロックに対して参照要求を行った状態を示す図である。この場合、プロセッサ６は当該領域の複写を正センタに要求し、正センタからの日複写が完了した後、当該データをホストに送信する。この後、当該領域への複写を禁止するため、ビットマップ１２を更新し、該当するブロックに対応するビットを複写済「０」にセットする。
【０１３２】
図１６は、副センタに接続されたホスト１００が、複写先論理ディスク３の複写未完了ブロックに対して更新要求を行った状態を示す図である。この場合、プロセッサ６は当該データを複写先論理ディスク３に書き込み、ホストからの処理を終了させる。その後当該領域への複写を禁止するため、ビットマップ１２を更新し、該当するブロックに対応するビットを複写済「０」にセットする。
【０１３３】
図２１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る。
【０１３４】
本実施例では、記憶システム１５００は、一つの論理ディスク１５０３に一つのビットマップ１５０１を持ち、フォーマットの完了したブロックを記録してゆく。プロセッサ１５０４は、フォーマット開始前に、未フォーマットを意味する「１」を、全てのビットに記入する。フォーマットが完了したブロックに対応するビットには「０」をセットする。
【０１３５】
図２２に処理フロー図を示す。
【０１３６】
（Ｓ５０）上位装置からのアクセスが発生する。
【０１３７】
（Ｓ５１）プロセッサ１５０４は、上位装置からのアクセスがフォーマット対象領域へのものか否かを判定する。アクセスがフォーマット対象領域外へのものであれば、ステップＳ５６の通常処理を行う。
【０１３８】
（Ｓ５２）アクセスがフォーマット対象領域へのものであれば、プロセッサ１５０４は、アクセス対象ブロックのフォーマットが完了しているか否を判断する。フォーマットが完了していれば、ステップ５６の通常処理を行う。
【０１３９】
（Ｓ５３）アクセス対象ブロックが未フォーマットであれば、プロセッサ１５０４は、当該アクセスが参照であるか更新であるかを判断する。
【０１４０】
（Ｓ５４）アクセスが参照であれば、プロセッサ１５０４は当該ブロックへのフォーマットを実行し、ビットマップ１５０１の当該ブロックに対応するビットにフォーマット済みを意味する「０」を代入した後、当該ブロックのデータを参照する。あるいは、フォーマットパターンが固定であることを利用して、プロセッサ１５０４は、所定のデータを応答するようにしても良い。この場合、論理ディスク上のデータには何も変更が加えられていないので、後にフォーマットを完了させるために、ビットマップの変更も行わない。
【０１４１】
（Ｓ５５）アクセスが更新であれば、プロセッサ１５０４は論理ディスク上の対象ブロックを更新データで更新し、ビットマップの対応ビットに、フォーマット済みを意味する「０」を代入して処理を終了する。
【０１４２】
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。
【０１４３】
(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。
【０１４４】
(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。
【０１４５】
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。
（付記１）
複写指示に応じて、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データを、所定のブロック単位毎に中間媒体のデータ領域へ複写処理するとともに、該中間媒体データ領域へ複写されたデータを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のブロックに対する、前記複写元データ領域に接続された装置からのアクセスに対し、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、
前記アクセス対象ブロックが、複写処理が完了しているブロックに対するものか否かをデータ領域毎に判断するステップを有し、当該判断に基づいて、更に、前記アクセスが、前記複写元データ領域の複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写元データ領域の前記アクセス対象ブロックに格納されているデータを、前記中間媒体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ブロックを更新するステップと、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域へのデータ複写未完了ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ領域のデータを参照するステップと、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデータ複写完了ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ領域のデータ又は前記中間媒体データ領域のデータを参照するステップと、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデータ複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新するとともに当該ブロックへの複写を禁止するか、又は前記中間媒体データ領域のデータを更新して当該データの格納されているブロックへの前記複写元データ領域からの複写を禁止するステップと、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域への複写完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該ブロックへ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複写処理方法。
（付記２）
前記複写元データ領域は、第1の論理ディスクで構成され、
前記中間媒体データ領域は、前記第一の論理ディスクと同一装置内の第二の論理ディスクで構成され、
前記複写先のデータ領域は、前記第一の論理ディスク及び前記第二の論理ディスクを有する装置とは異なる装置に備えられた第３の論理ディスクで構成されたこと、
を特徴とする付記１記載の記憶装置のデータ領域間複写処理方法。
（付記３）
一のデータ領域と二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ブロックをアクセスし、且つ複写指示に応じて、複写元のデータ領域のデータを、所定のブロック単位毎に中間媒体のデータ領域へ複写処理するとともに、該中間媒体データ領域へ複写されたデータを他の記憶システムに備えられた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、
前記アクセスが、前記複写元データ領域の複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写元データ領域の前記アクセス対象ブロックに格納されているデータを、前記中間媒体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ブロックを更新する複写元データ更新部と、
前記複写先データ領域の複写未完了ブロックへの参照アクセスを行う複写先データ参照部と、
前記複写先データ領域の複写未完了ブロックへの更新アクセスを行う複写先データ更新部と、を有し、
前記複写先データ参照部は、更に、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域へのデータ複写未完了ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ領域のデータを参照する元参照部と、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデータ複写完了ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ領域のデータ又は前記中間媒体データ領域のデータを参照する
中間タ参照部と、を備え、
前記複写先データ更新部は、更に、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデータ複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新するとともに当該ブロックへの複写を禁止するか、又は前記中間媒体データ領域のデータを更新して当該データの格納されているブロックへの前記複写元データ領域からの複写を禁止する中間更新部と、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域への複写完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該ブロックへの複写を禁止する先更新部と、を備えること、
を特徴とする記憶システム。
（付記４）
前記記憶システムは、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３記載の記憶システム。
（付記５）
前記記憶装置は、前記データの記録再生を行うディスク記憶装置で構成されたこと、
を特徴とする付記３又は４記載の記憶システム。
（付記６）
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、
を特徴とする付記３又は４記載の記憶システム。
（付記７）
初期化指示に応じて行われる指示対象データ領域の初期化処理方法において、初期化指示に応じて、初期化対象領域を所定のブロック単位毎に初期化処理するステップと、
前記初期化処理中の前記初期化対象領域のブロックに対する外部からのアクセスに対し、前記初期化処理を中断して、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、
前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの更新アクセスに対し、前記初期化対象領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該ブロックへの複写を禁止するステップと、
前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの参照アクセスに対しては、予め定められた初期化データを応答するか、又は対象ブロックの初期化処理を行った後に当該ブロックを参照するステップと、
を有することを特徴とする記憶装置のデータ領域間複写処理方法。
（付記８）
一のデータ領域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ブロックをアクセスし、且つ初期化指示に応じて初期化対象領域を所定のブロック単位毎に初期化処理する記憶制御回路と、
を有し、
前記記憶制御回路は、
前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの更新アクセスに対し、前記初期化対象領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該領域への複写を禁止するデータ更新部、
前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの参照アクセスに対しては、予め定められた初期化データを応答するか、又は対象ブロックの初期化処理行った後に当該領域を参照するデータ参照部と、
を有することを特徴とする記憶システム。
【０１４６】
【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。
【０１４７】
(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。
【０１４８】
特に、中間媒体を備えることで、リモートシステムにおける、性能低下を回避できるとともに、正センタと副センタとの間の通信回線に障害が発生した場合でも、中間媒体に複写元データ領域の複製を保持しておくことができるので、通信回線の復旧後に、中間媒体に記憶しておいて複写元の複製データに基づいて副センタの複写先データ領域を完全に再現できる。
【０１４９】
(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。
【０１５０】
(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。
【０１５１】
(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。
【０１５２】
(5)論理ディスクのフォーマットをブロック単位に分割して行うようにして、フォーマット中にアクセス要求があったときは、フォーマット動作を中断し、アクセス要求を実行するため、実フォーマットを実行しながら、アクセス要求を受け付けることができる。
【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】本発明の一実施の態様の中間媒体への複写未完了部への参照動作説明図である。
【図１４】本発明の一実施の態様の中間媒体への複写未完了部への更新動作説明図である。
【図１５】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１６】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１７】従来の二重化切り離しシステムの構成図である。
【図１８】従来の二重化切り離しシステムの動作説明図である。
【図１９】従来のログストラクチャシステムの説明図である。
【図２０】従来のコンカレントコピーシステムの説明図である。
【図２１】本発明の他の実施の態様の構成図である。
【図２２】本発明の他の実施の態様のフォーマット処理フロー図である。
【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（中間媒体）
３ 論理ディスク（複写先データ領域）
４ ＣＰＵ
７ メモリ
８、１０、１２ ビットマップメモリ
９、１１、１３ キャッシュメモリ
１４ ディスクコントローラ
【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、記憶システムに関し、特に、遠隔地に通信可能に配置された正センタと副センタとで構成されるリモートシステムにおいて、正センタに備えられたデータ領域を副センタに備えられたデータ領域へ複写する指示に応じて、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、記憶システムに関する。
【０００２】
論理ディ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】
リモートシステムにおける論理ディスク間の複写は、主にデータの保存のためのバックアップとして利用されるが、他にも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、２時間程度かかる。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１７乃至図２０は、従来技術の説明図であり、図１７及び図１８は従来の二重化切り離しシステムの説明図、図１９は従来のログストラクチャシステムの説明図、図２０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装置に備えられる論理ディスクのデータ複写方法としては、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１７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１８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１７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１８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１９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２０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１７、図１８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、２時間程度かかるため、２時間もの待ち時間が生じる。このため、スケジュールされた運用が必要となる。
【００１８】
(2)図１９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２０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、記憶システムを提供することにある。
【００２３】
また、類似の問題として、上位装置からのアクセスを可能とするためには、あらかじめ論理ディスクのフォーマットが必要であり、フォーマットが終了するまでは、当該論理ディスクに対するアクセスは行えなかった。論理フォーマットに要する時間は論理ボリュームの大きさによって異なるが、おおよそ数十分から数時間であるが、この間はデータ処理ができないということになる。ストレージシステムの新設や既存システムに論理ボリュームの増設等の作業に要する時間が無視できない状態になってきている。
【００２４】
従って、本発明の更なる目的は、論理ディスクのフォーマットを実行しても、フォーマット開始指示に応じて、直ちにフォーマット完了の状態でアクセスすることができる記憶装置のフォーマット処理方法、記憶システム及びその記憶媒体を提供することにある。
【００２５】
【課題を解決するための手段】
本発明は、複写指示に応じて、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、複写方法は、複写指示に応じて、前記複写元のデータ領域のデータを、所定のブロック単位毎に中間媒体データ領域へ複写処理するとともに、中間媒体データ領域へ複写されたデータを前記複写先データ領域へ複写処理するステップ、及び、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のブロックに対する外部からのアクセスに対し、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する。
【００２６】
そのアクセスを処理するステップは、まず、前記アクセス対象ブロックが、複写処理が完了しているブロックに対するものか否かをデータ領域毎に判断した後、当該判断に基づいて、以下の処理ステップを有する。
【００２７】
アクセスが、複写元データ領域の複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、複写元データ領域のアクセス対象ブロックに格納されているデータを、中間媒体データ領域へ複写した後、複写元データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新する。
【００２８】
アクセスが、複写先データ領域の複写未完了ブロックであって複写元データ領域から中間媒体データ領域へのデータ複写未完了ブロックへの参照アクセスである場合には、複写元データ領域のデータを参照する。
【００２９】
アクセスが、複写先データ領域の複写未完了ブロックであって複写元データ領域から中間媒体データ領域のデータ複写完了ブロックへの参照アクセスである場合には、複写元データ領域のデータ又は中間媒体データ領域のデータを参照する。装置の処理性能を考慮すれば、一般的には後者が望ましいが、キャッシュメモリ上にデータが存在するなど、様々な要因により具体的な性能の優劣は異なる。
【００３０】
アクセスが、複写先データ領域の複写未完了ブロックであって複写元データ領域から中間媒体データ領域のデータ複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、以下の二つの内のいずれかの処理を行う。
【００３１】
第一の処理は、複写先データ領域のアクセス対象ブロックを更新するとともに当該ブロックへの複写を禁止する処理である。第二の処理は、中間媒体データ領域のデータを更新した後、当該データの格納されているブロックへの複写元データ領域からの複写を禁止する処理である。
【００３２】
アクセスが、複写先データ領域の複写未完了ブロックであって複写元データ領域から中間媒体データ領域への複写が完了しているブロックへの更新アクセスである場合には、複写先データ領域のアクセス対象ブロックを更新して当該ブロックへの複写を禁止する。
【００３３】
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、複写元データ領域を複数のブロックに分割し、分割されたブロック単位で、中間媒体データ領域へ一旦複写した後、当該データを複写先データ領域へ複写する。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。中間媒体を備える理由は後述する。
【００３４】
複写元から中間媒体への複写と、中間媒体から複写先への複写とは、異なる時間にも、同時にも実行することができる。いずれを採用するかは、処理時間と開発時間とのトレードオフで決定される。
【００３５】
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、更に中間媒体への複写が完了しているか否かによって、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。このため、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、論理的には、複写指示時の更新前のデータを複写することができる。
【００３６】
しかし、正センタと副センタとが遠隔地に配置され、通信回線を介してデータの二重化を行うリモートシステムの場合には、上記手順をそのまま適用することはできない。リモートシステムにおいては、正センタと副センタとの間のデータの転送に、同一記憶システム内で行う記憶装置間のデータ転送処理の、実に4倍もの時間を要するからである。これは、正センタと副センタとの距離が数百キロにも及ぶ場合があることと、通信に一般専用線等を利用していることに起因する。
【００３７】
そうすると、データ複写中に、複写元データ領域の複写未完了ブロックに更新処理が行われると、当該ブロックを副センタに複写する動作が必要となる。この複写処理が完了するまで、複写元データ領域の複写未完了ブロックに対する、上位装置からの更新処理は待たされることになる。上位装置からの更新処理は著しく遅延することとなり、装置性能を大幅に低下させる。
【００３８】
このため、特に、リモートシステムの場合には、中間媒体が必要となる。正センタから副センタのデータ複写が開始されると、まず、複写元データ領域から中間媒体データ領域に対する複写が開始される。この複写は同一記憶システム内で実行されるので、複写処理中に前述のような、複写元データ領域の複写未完了ブロックに対する更新処理が行われたとしても、当該ブロックの中間媒体への複写は比較的短い時間で終了する。このため、装置性能の低下は最低限度に抑えられ、通常は問題とならない範囲で収まる。
【００３９】
一旦、複写元データ領域から中間媒体領域への複写が完了してしまえば、複写元データ領域は複写処理から開放される。上位装置からの複写元データ領域へのアクセスは、通常どおり実行される。複写元データ領域に対する性能の低下は発生しない。その後、中間媒体から副センタ側の複写先領域への複写を実行することで、複写処理自体も完了する。これにより、正センタの複写元データ領域から副センタの複写先データ領域への複写は物理的にも完了する。
【００４０】
複写先データ領域論理ディスクの複写未完了ブロック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ブロック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ブロックであっても、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。また、中間媒体への複写が既に完了しているなら、中間媒体データ領域の当該ブロックのデータを読み出してもよい。
【００４１】
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。
【００４２】
この場合も、前記中間媒体を備えているので、中間媒体領域のデータブロックの更新としてもより。この場合は、複写元データ領域から中間媒体への当該ブロックの複写を禁止する。
【００４３】
本発明の他の態様は、前記データ領域が論理ディスクで構成することにより，ＲＡＩＤシステムでの論理ディ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。
【００４４】
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。
【００４５】
もちろん、中間媒体を備えているので、中間が痛い領域への複写が完了していれば、そちのデータを参照することもできる。
【００４６】
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。
【００４７】
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。
【００４８】
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。
【００４９】
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。
【００５０】
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。
【００５１】
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。
【００５２】
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。
【００５３】
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、前記中間媒体へ複写した後、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。
【００５４】
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。
【００５５】
また、中間媒体を備えたことで、リモートシステムにおいても、複写元ディスク装置の処理性能の低下を防止することができる。
【００５６】
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。
【００５７】
【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。
【００５８】
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。正センタ側ディスクコントローラ１４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。
【００５９】
ディスクコントローラ１４は、プロセッサ（ＣＰＵ）４と、メモリ（主記憶）７とを有する。メモリ７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）９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）１１とが設けられている。又、メモリ７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）８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）１０とが設けられている。
【００６０】
即ち、ビットマップ８、１０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は、メモリ７に格納されたファームウェアの記述に基づいて動作する。そして、ビットマップ８、１０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。
【００６１】
論理ディスク３もまた、１又は複数の物理ディスクで構成される。副センタ側ディスクコントローラ１５は、ホストの指示及び正センタの指示に応じて、論理ディスク３をアクセスする。また、通信回線を介して、副センタの複写先データ領域に対するアクセスも可能である。
【００６２】
ディスクコントローラ１５は、プロセッサ（ＣＰＵ）６と、メモリ（主記憶）１６とを有する。メモリ１６には、論理ディスク３のキャッシュ領域（キャッシュメモリという）１３が設けられている。又、メモリ１６には、論理ディスク３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）１２が設けられている。
【００６３】
即ち、ビットマップ１２は、図３（Ａ）に示すように、論理ディスク３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６は、メモリ７に格納されたファームウェアの記述に基づいて動作する。そして、ビットマップ１２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。
【００６４】
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、中間媒体を論理ディスク２、複写先を論理ディスク３とする。
【００６５】
（Ｓ０）ホストは、コピー開始に当たり、ディスクコントローラ１４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、３のアクセスが可能となる。
【００６６】
（Ｓ１）プロセッサ４は、複写元ビットマップ８の複写済みブロック情報を未複写に設定する。プロセッサ４は、複写先ビットマップ１２の複写済みブロック情報を未複写に設定するよう、副センタに指示する。プロセッサ４は、中間媒体用ビットマップ１０の複写済みブロック情報を複写済みに設定する。図３（Ｂ）に示すように、ビットマップ６、１０の各ビットは、未複写の「１」に設定される。ビットマップ８の各ビットは、複写済の「０」に設定される。
【００６７】
この後、プロセッサ４は、複写元から中間媒体への複写を実行しつつ、中間媒体から複写先への複写（Ｓ８以降）を並列に実行する。
【００６８】
（Ｓ２）プロセッサ４は、複写元ビットマップ８を参照して、未複写ブロック情報を獲得する（▲１▼）。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９に展開される。これをステージングという（▲３▼）。
【００６９】
（Ｓ３）プロセッサ４は、複写元のキャッシュメモリ９に読み込んだ未複写データブロックを、中間媒体キャッシュメモリ１１に複写する（▲４▼）。
【００７０】
（Ｓ４）プロセッサ４は、複写元ビットマップ８を複写済「０」に設定する（▲７▼）。プロセッサ４は、中間媒体ビットマップ１０の更新ブロック情報を未複写「１」に設定する。図３（Ｃ）は、この様子を示している。
【００７１】
（Ｓ５）プロセッサ４は、中間媒体論理ディスク２に対して、キャッシュメモリ１１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。これにより、論理ディスク２に、キャッシュメモリ１１に複写された未複写データブロックが書き出される。これをデステージという（▲８▼）。プロセッサ４は、デステージが完了すると、その旨を中間媒体から副センタの複写先データ領域への複写プロセス（Ｓ８以降）に通知する。
【００７２】
（Ｓ６）プロセッサ４は、複写元ビットマップ８の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Ｓ２に戻る。
【００７３】
（Ｓ７）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し、中間媒体から副センタの複写先データ領域への複写プロセスに、複写終了を通知する。
【００７４】
このステップＳ３〜Ｓ７の間に、複写元及び複写先論理ディスク１、３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。
【００７５】
（Ｓ８）中間媒体から副センタの複写先データ領域への複写プロセスは、中間媒体への書き込み完了通知を待っている。
【００７６】
（Ｓ９）プロセッサ４は、中間媒体への書き込み完了通知を受け取ると、中間媒体用ビットマップ１０を参照して、複写先データ領域への複写可能範囲を決定する。
【００７７】
（Ｓ１０）プロセッサ４は、複写可能範囲のデータブロックを、中間媒体キャッシュメモリ１１に複写する。
【００７８】
（Ｓ１１）プロセッサ４は、中間媒体用キャッシュメモリ１１に読み込んだ未複写データブロックを、副センタに転送する（▲５▼）。
【００７９】
（Ｓ１２）プロセッサ４は、副センタからの書き込み完了通知を待って、中間媒体用ビットマップ１０を複写済「０」に設定する。図３（Ｃ）は、この様子を示している。
【００８０】
（Ｓ１３）プロセッサ４は、中間媒体ビットマップ１０を参照して、未複写領域が残っているか否か判断する。未複写領域が残っている場合には、ステップＳ９に戻り、処理を繰り返す。
【００８１】
（Ｓ１４）プロセッサ４は、中間媒体ビットマップ１０を参照して、未複写領域が残ってない場合、複写元データ領域からの複写終了通知があったかどうか判断する。複写終了通知がない場合、再び、中間媒体へのデータの複写が行われるのを待つステップＳ８に戻る。
【００８２】
（Ｓ１５）プロセッサ４は、複写終了通知あった場合、複写処理を完了する（Ｓ１５）。
【００８３】
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。
【００８４】
図４により、複写中の参照処理について、説明する。
【００８５】
（Ｓ２０）プロセッサ４は、参照指示（リード）が複写対象領域への参照か否かを判定する。複写対象領域への参照でなければ、ステップＳ２２のステージング処理に進む。
【００８６】
（Ｓ２１）複写対象領域への参照であると、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Ｓ２２のステージング処理に進む。
【００８７】
（Ｓ２２）プロセッサ４は、複写元のデータ領域から複写元のキャッシュメモリ９へ、対象データのステージングを行う。
【００８８】
（Ｓ２３）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、複写元から中間媒体への複写未完了部かどうかを判定する。中間媒体への複写未完了部に対する参照要求でない、即ち、中間媒体への複写完了部に対する参照要求（図６のアクセスパターン５、７）であると、ステップＳ２２のステージング処理に進む。
【００８９】
（Ｓ２４）中間媒体へ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９にステージングする（▲９▼）。複写元のキャッシュメモリ９に読み込んだ未複写データブロックを、中間媒体用キャッシュメモリ１１に複写する。
【００９０】
（Ｓ２５）プロセッサ４は、中間媒体論理ディスク２に、キャッシュメモリ１１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。これにより、論理ディスク２に、キャッシュメモリ１１に複写された未複写データブロックが書き出される。
【００９１】
（Ｓ２６）プロセッサ４は、複写元ビットマップ８のブロック情報を複写済「０」に設定する。プロセッサ４は、中間媒体用ビットマップ１０のブロック情報を未複写「１」に設定する。
【００９２】
（Ｓ２７）プロセッサ４は、参照対象を構成するデータブロックが未だあるかを判定する。参照対象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。参照対象を構成するデータブロックがなければ、参照を完了する。
【００９３】
（Ｓ２８）通常参照処理では、プロセッサ４は、キャッシュメモリ９にステージングされたブロックをホスト１７に転送して終了する。
【００９４】
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。
【００９５】
次に、図５により、複写中の更新処理について、説明する。
【００９６】
（Ｓ３０）プロセッサ４は、更新指示（ライト）と判定すると、複写対象領域への更新処理か否かを判定する。複写対象領域でないと、ステップＳ４１のキャッシュメモリ９への書き込み処理に進む。
【００９７】
（Ｓ３１）複写対象領域であると、プロセッサ４は、ビットマップ８を参照して、複写元の複写未完了部への更新要求かを判定する。複写元の複写未完了部に対する更新要求でないと、ステップＳ３６の判断に進む。
【００９８】
（Ｓ３２）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９にステージングする。次に、プロセッサ４は、複写元のキャッシュメモリ９に読み込んだ更新対象データブロックを、中間媒体キャッシュメモリ１１に複写する。プロセッサ４は、キャッシュメモリ１１に複写された更新対象データブロックの、中間媒体論理ディスク２へのデステージを指示する。論理ディスク２に、キャッシュメモリ１１に複写された更新対象データブロックがデステージされる。
【００９９】
（Ｓ３３）プロセッサ４は、複写元ビットマップ８の複写ブロック情報を複写済「０」に設定する。
【０１００】
（Ｓ３４）プロセッサ４は、中間媒体ビットマップ１０の複写ブロック情報を未複写「１」に設定する。
【０１０１】
（Ｓ３５）プロセッサ４は、更新対象を構成するデータブロックが未だあるかを判定する。更新対象を構成するデータブロックが未だあれば、ステップＳ３２に戻る。更新対象を構成するデータブロックがなければ、ステップＳ４２の通常更新処理に進む。
【０１０２】
（Ｓ３６）プロセッサ４は、ビットマップ１１を参照して、更新指示が、複写先の複写未完了部に対する更新要求（図６のアクセスパターン８）であるか否かを判定する。プロセッサ４は、更新指示が、複写先の複写未完了部に対する更新要求でないと、ステップＳ４１のキャッシュメモリ９への書き込み処理に進む。
【０１０３】
（Ｓ３７）プロセッサ４は、ビットマップ８を参照して、更新対象のブロックの、複写元データ領域から中間媒体データ領域への複写が完了しているか否かを判断する。複写が完了していなければ、ステップＳ４１のキャッシュメモリ９への書き込み処理に進む。
【０１０４】
（Ｓ３８）中間媒体への複写が完了していれば、プロセッサ４は、中間媒体から副センタの複写先データ領域へのキャッシュメモリ１３へのデータ転送を開始する。
【０１０５】
（Ｓ３９）プロセッサ４は、副センタからの書き込み完了報告を受けると、ビットマップ１１の複写ブロック情報を複写済み「０」に設定する。
【０１０６】
（Ｓ４０）プロセッサ４は、ビットマップ１１を参照して、更新対象領域に未複写領域が残っているか確認する。未複写領域が残っていれば、ステップＳ３８に戻り、処理を続ける。未複写領域が残っていなければ、ステップＳ４１のキャッシュメモリ９への書き込み処理に進む。
【０１０７】
（Ｓ４１）更新データを複写元データ領域のキャッシュメモリ９に書き込む。
【０１０８】
（Ｓ４２）ホストから転送されたキャッシュメモリ９の更新データブロックを論理ディスク１に書き出し、更新を完了する。
【０１０９】
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、通常動作となる。
【０１１０】
以上の動作を纏めると、中間媒体へのホストからのアクセスも許容すれば、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、１２パターンある。複写元又は複写先論理ディスク１、３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３から参照データのデータブロックをキャッシュメモリ９、１３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ないため、通常の参照処理と同一の処理である。
【０１１１】
複写元又は複写先論理ディスク１、３の複写完了部に対する更新（アクセスパターン２、６）では、キャッシュメモリ９、１３上に存在する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、３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。
【０１１２】
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／未完了に影響してないため、通常の参照処理と同一の処理である。
【０１１３】
この時に、ステージングされたデータブロックを、中間媒体論理ディスク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。
【０１１４】
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、中間媒体論理ディスク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８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）。
【０１１５】
複写先論理ディスク３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、中間媒体データ領域への複写が未完了ならば、ステージングしたデータブロックを中間媒体論理ディスク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。
【０１１６】
中間媒体データ領域への複写が完了している場合は、既に複写元データ領域のデータは保持されているので、複写元論理ディスクへ１の更新処理は、通常どおり行える。
【０１１７】
複写先論理ディスク３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３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１０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。
【０１１８】
中間媒体論理ディスク２への複写が未完了ならば、複写先論理ディスク３への更新データを中間媒体論理ディスク２へ書き込むことも可能となる。この場合、複写状態を管理するビットマップ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しなけらばならない。
【０１１９】
また、以上に加えて更に、ホスト（アプリケーション）から、中間媒体へのアクセスを許す形態も考えられる。この様子を示したのが、図１３及び図１４である。
【０１２０】
中間媒体論理ディスクへの複写完了部に対する複写元論理ディスクの参照（アクセスパターン９）では、指定された論理ディスク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。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ないため、通常の参照処理と同一の処理である。
【０１２１】
中間媒体論理ディスク２への複写未完了部に対する複写元論理ディスクの参照（アクセスパターン１１）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１３参照）。この処理は、当該データブロックの複写の完了／未完了に影響してないため、通常の参照処理と同一の処理である。
【０１２２】
中間媒体論理ディスク２への複写完了部に対する複写元論理ディスクの更新（アクセスパターン１０）では、キャッシュメモリ９上に存在する更新されたデータブロックを、複写元論理ディスク１に書き込む。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。
【０１２３】
中間媒体論理ディスク２への複写未完了部に対する複写元論理ディスクの更新（アクセスパターン１２）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、キャッシュメモリ９にステージングして、キャッシュメモリ１３に複写しする。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１４参照）。
【０１２４】
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。
【０１２５】
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。
【０１２６】
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。
【０１２７】
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。
【０１２８】
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。
【０１２９】
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。
【０１３０】
又、論理ディスク１、２、３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、３は、物理ディスクとキャッシュメモリとから構成される。
【０１３１】
図１５は、副センタに接続されたホスト１００が、複写先論理ディスク３の複写未完了ブロックに対して参照要求を行った状態を示す図である。この場合、プロセッサ６は当該領域の複写を正センタに要求し、正センタからの日複写が完了した後、当該データをホストに送信する。この後、当該領域への複写を禁止するため、ビットマップ１２を更新し、該当するブロックに対応するビットを複写済「０」にセットする。
【０１３２】
図１６は、副センタに接続されたホスト１００が、複写先論理ディスク３の複写未完了ブロックに対して更新要求を行った状態を示す図である。この場合、プロセッサ６は当該データを複写先論理ディスク３に書き込み、ホストからの処理を終了させる。その後当該領域への複写を禁止するため、ビットマップ１２を更新し、該当するブロックに対応するビットを複写済「０」にセットする。
【０１３３】
図２１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る。
【０１３４】
本実施例では、記憶システム１５００は、一つの論理ディスク１５０３に一つのビットマップ１５０１を持ち、フォーマットの完了したブロックを記録してゆく。プロセッサ１５０４は、フォーマット開始前に、未フォーマットを意味する「１」を、全てのビットに記入する。フォーマットが完了したブロックに対応するビットには「０」をセットする。
【０１３５】
図２２に処理フロー図を示す。
【０１３６】
（Ｓ５０）上位装置からのアクセスが発生する。
【０１３７】
（Ｓ５１）プロセッサ１５０４は、上位装置からのアクセスがフォーマット対象領域へのものか否かを判定する。アクセスがフォーマット対象領域外へのものであれば、ステップＳ５６の通常処理を行う。
【０１３８】
（Ｓ５２）アクセスがフォーマット対象領域へのものであれば、プロセッサ１５０４は、アクセス対象ブロックのフォーマットが完了しているか否を判断する。フォーマットが完了していれば、ステップ５６の通常処理を行う。
【０１３９】
（Ｓ５３）アクセス対象ブロックが未フォーマットであれば、プロセッサ１５０４は、当該アクセスが参照であるか更新であるかを判断する。
【０１４０】
（Ｓ５４）アクセスが参照であれば、プロセッサ１５０４は当該ブロックへのフォーマットを実行し、ビットマップ１５０１の当該ブロックに対応するビットにフォーマット済みを意味する「０」を代入した後、当該ブロックのデータを参照する。あるいは、フォーマットパターンが固定であることを利用して、プロセッサ１５０４は、所定のデータを応答するようにしても良い。この場合、論理ディスク上のデータには何も変更が加えられていないので、後にフォーマットを完了させるために、ビットマップの変更も行わない。
【０１４１】
（Ｓ５５）アクセスが更新であれば、プロセッサ１５０４は論理ディスク上の対象ブロックを更新データで更新し、ビットマップの対応ビットに、フォーマット済みを意味する「０」を代入して処理を終了する。
【０１４２】
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。
【０１４３】
(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。
【０１４４】
(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。
【０１４５】
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。
（付記１）
複写指示に応じて、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データを、所定のブロック単位毎に中間媒体のデータ領域へ複写処理するとともに、該中間媒体データ領域へ複写されたデータを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のブロックに対する、前記複写元データ領域に接続された装置からのアクセスに対し、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、
前記アクセス対象ブロックが、複写処理が完了しているブロックに対するものか否かをデータ領域毎に判断するステップを有し、当該判断に基づいて、更に、前記アクセスが、前記複写元データ領域の複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写元データ領域の前記アクセス対象ブロックに格納されているデータを、前記中間媒体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ブロックを更新するステップと、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域へのデータ複写未完了ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ領域のデータを参照するステップと、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデータ複写完了ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ領域のデータ又は前記中間媒体データ領域のデータを参照するステップと、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデータ複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新するとともに当該ブロックへの複写を禁止するか、又は前記中間媒体データ領域のデータを更新して当該データの格納されているブロックへの前記複写元データ領域からの複写を禁止するステップと、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域への複写完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該ブロックへ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複写処理方法。
（付記２）
前記複写元データ領域は、第1の論理ディスクで構成され、
前記中間媒体データ領域は、前記第一の論理ディスクと同一装置内の第二の論理ディスクで構成され、
前記複写先のデータ領域は、前記第一の論理ディスク及び前記第二の論理ディスクを有する装置とは異なる装置に備えられた第３の論理ディスクで構成されたこと、
を特徴とする付記１記載の記憶装置のデータ領域間複写処理方法。
（付記３）
一のデータ領域と二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ブロックをアクセスし、且つ複写指示に応じて、複写元のデータ領域のデータを、所定のブロック単位毎に中間媒体のデータ領域へ複写処理するとともに、該中間媒体データ領域へ複写されたデータを他の記憶システムに備えられた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、
前記アクセスが、前記複写元データ領域の複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写元データ領域の前記アクセス対象ブロックに格納されているデータを、前記中間媒体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ブロックを更新する複写元データ更新部と、
前記複写先データ領域の複写未完了ブロックへの参照アクセスを行う複写先データ参照部と、
前記複写先データ領域の複写未完了ブロックへの更新アクセスを行う複写先データ更新部と、を有し、
前記複写先データ参照部は、更に、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域へのデータ複写未完了ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ領域のデータを参照する元参照部と、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデータ複写完了ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ領域のデータ又は前記中間媒体データ領域のデータを参照する
中間タ参照部と、を備え、
前記複写先データ更新部は、更に、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデータ複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新するとともに当該ブロックへの複写を禁止するか、又は前記中間媒体データ領域のデータを更新して当該データの格納されているブロックへの前記複写元データ領域からの複写を禁止する中間更新部と、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域への複写完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該ブロックへの複写を禁止する先更新部と、を備えること、
を特徴とする記憶システム。
（付記４）
前記記憶システムは、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３記載の記憶システム。
（付記５）
前記記憶装置は、前記データの記録再生を行うディスク記憶装置で構成されたこと、
を特徴とする付記３又は４記載の記憶システム。
（付記６）
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、
を特徴とする付記３又は４記載の記憶システム。
（付記７）
初期化指示に応じて行われる指示対象データ領域の初期化処理方法において、初期化指示に応じて、初期化対象領域を所定のブロック単位毎に初期化処理するステップと、
前記初期化処理中の前記初期化対象領域のブロックに対する外部からのアクセスに対し、前記初期化処理を中断して、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、
前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの更新アクセスに対し、前記初期化対象領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該ブロックへの複写を禁止するステップと、
前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの参照アクセスに対しては、予め定められた初期化データを応答するか、又は対象ブロックの初期化処理を行った後に当該ブロックを参照するステップと、
を有することを特徴とする記憶装置のデータ領域間複写処理方法。
（付記８）
一のデータ領域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ブロックをアクセスし、且つ初期化指示に応じて初期化対象領域を所定のブロック単位毎に初期化処理する記憶制御回路と、
を有し、
前記記憶制御回路は、
前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの更新アクセスに対し、前記初期化対象領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該領域への複写を禁止するデータ更新部、
前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの参照アクセスに対しては、予め定められた初期化データを応答するか、又は対象ブロックの初期化処理行った後に当該領域を参照するデータ参照部と、
を有することを特徴とする記憶システム。
【０１４６】
【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。
【０１４７】
(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。
【０１４８】
特に、中間媒体を備えることで、リモートシステムにおける、性能低下を回避できるとともに、正センタと副センタとの間の通信回線に障害が発生した場合でも、中間媒体に複写元データ領域の複製を保持しておくことができるので、通信回線の復旧後に、中間媒体に記憶しておいて複写元の複製データに基づいて副センタの複写先データ領域を完全に再現できる。
【０１４９】
(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。
【０１５０】
(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。
【０１５１】
(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。
【０１５２】
(5)論理ディスクのフォーマットをブロック単位に分割して行うようにして、フォーマット中にアクセス要求があったときは、フォーマット動作を中断し、アクセス要求を実行するため、実フォーマットを実行しながら、アクセス要求を受け付けることができる。
【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】本発明の一実施の態様の中間媒体への複写未完了部への参照動作説明図である。
【図１４】本発明の一実施の態様の中間媒体への複写未完了部への更新動作説明図である。
【図１５】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１６】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１７】従来の二重化切り離しシステムの構成図である。
【図１８】従来の二重化切り離しシステムの動作説明図である。
【図１９】従来のログストラクチャシステムの説明図である。
【図２０】従来のコンカレントコピーシステムの説明図である。
【図２１】本発明の他の実施の態様の構成図である。
【図２２】本発明の他の実施の態様のフォーマット処理フロー図である。
【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（中間媒体）
３ 論理ディスク（複写先データ領域）
４ ＣＰＵ
７ メモリ
８、１０、１２ ビットマップメモリ
９、１１、１３ キャッシュメモリ
１４ ディスクコントローラ
Claims (8)
- 複写指示に応じて、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データを、所定のブロック単位毎に中間媒体のデータ領域へ複写処理するとともに、該中間媒体データ領域へ複写されたデータを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のブロックに対する、前記複写元データ領域に接続された装置からのアクセスに対し、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、
前記アクセス対象ブロックが、複写処理が完了しているブロックに対するものか否かをデータ領域毎に判断するステップを有し、当該判断に基づいて、更に、
前記アクセスが、前記複写元データ領域の複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写元データ領域の前記アクセス対象ブロックに格納されているデータを、前記中間媒体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ブロックを更新するステップと、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域へのデータ複写未完了ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ領域のデータを参照するステップと、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデータ複写完了ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ領域のデータ又は前記中間媒体データ領域のデータを参照するステップと、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデータ複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新するとともに当該ブロックへの複写を禁止するか、又は前記中間媒体データ領域のデータを更新して当該データの格納されているブロックへの前記複写元データ領域からの複写を禁止するステップと、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域への複写完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該ブロックへ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複写処理方法。 - 前記複写元データ領域は、第1の論理ディスクで構成され、
前記中間媒体データ領域は、前記第一の論理ディスクと同一装置内の第二の論理ディスクで構成され、
前記複写先のデータ領域は、前記第一の論理ディスク及び前記第二の論理ディスクを有する装置とは異なる装置に備えられた第３の論理ディスクで構成されたこと、
を特徴とする請求項１記載の記憶装置のデータ領域間複写処理方法。 - 一のデータ領域と二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ブロックをアクセスし、且つ複写指示に応じて、複写元のデータ領域のデータを、所定のブロック単位毎に中間媒体のデータ領域へ複写処理するとともに、該中間媒体データ領域へ複写されたデータを他の記憶システムに備えられた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、
前記アクセスが、前記複写元データ領域の複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写元データ領域の前記アクセス対象ブロックに格納されているデータを、前記中間媒体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ブロックを更新する複写元データ更新部と、
前記複写先データ領域の複写未完了ブロックへの参照アクセスを行う複写先データ参照部と、
前記複写先データ領域の複写未完了ブロックへの更新アクセスを行う複写先データ更新部と、を有し、
前記複写先データ参照部は、更に、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域へのデータ複写未完了ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ領域のデータを参照する元参照部と、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデータ複写完了ブロックへの参照アクセスである場合には、前記複写元データ領域のデータ又は前記中間媒体データ領域のデータを参照する
中間タ参照部と、を備え、
前記複写先データ更新部は、更に、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域のデータ複写未完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新するとともに当該ブロックへの複写を禁止するか、又は前記中間媒体データ領域のデータを更新して当該データの格納されているブロックへの前記複写元データ領域からの複写を禁止する中間更新部と、
前記アクセスが、前記複写先データ領域の複写未完了ブロックであって前記複写元データ領域から前記中間媒体データ領域への複写完了ブロックへの更新アクセスである場合には、前記複写先データ領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該ブロックへの複写を禁止する先更新部と、を備えること、
を特徴とする記憶システム。 - 前記記憶システムは、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３記載の記憶システム。 - 前記記憶装置は、前記データの記録再生を行うディスク記憶装置で構成されたこと、
を特徴とする請求項３又は４記載の記憶システム。 - 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３又は４記載の記憶システム。 - 初期化指示に応じて行われる指示対象データ領域の初期化処理方法において、
初期化指示に応じて、初期化対象領域を所定のブロック単位毎に初期化処理するステップと、
前記初期化処理中の前記初期化対象領域のブロックに対する外部からのアクセスに対し、前記初期化処理を中断して、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、
前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの更新アクセスに対し、前記初期化対象領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該ブロックへの複写を禁止するステップと、
前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの参照アクセスに対しては、予め定められた初期化データを応答するか、又は対象ブロックの初期化処理を行った後に当該ブロックを参照するステップと、
を有することを特徴とする記憶装置のデータ領域間複写処理方法。 - 一のデータ領域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ブロックをアクセスし、且つ初期化指示に応じて初期化対象領域を所定のブロック単位毎に初期化処理する記憶制御回路と、
を有し、
前記記憶制御回路は、
前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの更新アクセスに対し、前記初期化対象領域の前記アクセス対象ブロックを更新して当該領域への複写を禁止するデータ更新部、
前記初期化対象領域の初期化未完了ブロックへの参照アクセスに対しては、予め定められた初期化データを応答するか、又は対象ブロックの初期化処理行った後に当該領域を参照するデータ参照部と、
を有することを特徴とする記憶システム。
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