JP5538362B2 - 記憶制御装置及び仮想ボリュームの制御方法 - Google Patents

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Description

本発明は、記憶制御装置及び仮想ボリュームの制御方法に関する。
企業等のユーザは、記憶制御装置を用いてデータを管理する。記憶制御装置は、ＲＡＩＤ（Redundant Array of Independent Disks）に基づく記憶領域上に、論理ボリュームを形成する。その論理ボリュームは、ホストコンピュータ（以下、ホスト）に提供される。
ユーザの使用するデータ量は日々増大するため、現状に合わせて設定されたボリュームサイズでは、いずれ容量が不足する。これに対し、データ量の増加を見越して、ボリュームサイズを現在必要なサイズよりも過大に設定すると、不要不急のディスクドライブが多くなり、コストが増加する。
そこで、仮想的な論理ボリュームを用意し、実際の使用に応じて、その仮想的な論理ボリュームに実記憶領域を割り当てる技術が提案されている（特許文献１）。
米国特許第６８２３４４２号明細書
前記文献（ＵＳ６，８２３，４４２Ｂ１）には、ストレージサーバシステムが、仮想ボリューム上のブロックアドレスに関するライト要求を受信した場合に、そのブロックアドレスに対応する仮想ボリュームページアドレスに対して、論理的なデータページを割り当てる。そして、その論理的なデータページにデータが書き込まれる。
前記文献には、複数の物理ディスク上のエリアから得られるチャンクレット（chunklet）という概念のエリアに基づいて、特定のＲＡＩＤレベルを有する論理ディスクを構成するための管理方法が記載されている。
しかしながら、その管理方法は、物理ディスクドライブ単位にＲＡＩＤグループを構成する、記憶制御装置の物理エリア管理方法と全く異なる。従って、前記文献に記載の管理方法を、物理ディスクドライブ単位にＲＡＩＤグループを構成する記憶制御装置に、そのまま適用することはできない。
仮に、前記文献に記載の技術を前記管理方法に適用する場合は、通常の論理ボリュームと仮想的な論理ボリュームとの両方を提供可能な記憶制御装置において、通常の論理ボリュームと仮想的な論理ボリュームとで、それぞれ物理エリアの管理方法が異なってしまい、記憶制御装置の構造が複雑化するという問題を生じる。ここで、通常の論理ボリュームとは、ボリューム生成時に、そのボリュームサイズと同容量の物理エリア（物理的記憶領域）が予め割り当てられる論理ボリュームを意味する。仮想的な論理ボリュームとは、ボリュームサイズが仮想化された論理ボリュームであって、ライト要求に応じて、物理エリアが割り当てられる論理ボリュームを意味する。
つまり、前記文献に記載の技術を、物理ディスクドライブ単位でＲＡＩＤグループを構成する記憶制御装置にもしも適用したとすると、異なる複数の管理方法で物理エリアを管理しなければならず、構成が複雑化し、開発コストも増大する。
さらに、前記文献では、ライト要求の受領時に、仮想ボリュームページアドレスに対応するテーブルページが割り当てられていない場合、ストレージサーバシステムは、まず最初にテーブルページを割当て、その次に、論理的なデータページを割り当てる。従って、前記文献に記載の技術では、テーブルページを割り当てた後で、データページを割り当てる必要があり、ライト処理の性能が低下するという問題がある。
さらに、前記文献では、上述のような割当て処理を行うため、データページ専用のプールとテーブルページ専用のプールとをそれぞれ別々に設ける必要があり、システム構造が複雑化する。
そこで、本発明の目的は、ＲＡＩＤグループの物理的構成を考慮して仮想ボリュームに効率的に記憶領域を対応付けることのできる記憶制御装置及び仮想ボリュームの制御方法を提供することにある。本発明の他の目的は、各ＲＡＩＤグループを均等に使用して仮想ボリュームを構成することのできる記憶制御装置及び仮想ボリュームの制御方法を提供することにある。本発明のさらに別の目的は、仮想ボリュームに効率的に記憶領域を対応付けることができ、かつ、仮想ボリュームの応答性能を向上できるようにした記憶制御装置及び仮想ボリュームの制御方法を提供することにある。本発明の更なる目的は、後述する実施形態の記載から明らかになるであろう。
上記課題を解決すべく、本発明の第１観点に従う記憶制御装置は、仮想的に形成される仮想ボリュームと、ＲＡＩＤグループを構成する複数の記憶装置を跨るようにしてストライプ状に形成される第１実記憶領域であって、複数の第２実記憶領域を含む複数の第１実記憶領域を管理するプール部と、仮想ボリュームへのライト要求に応じて、第１実記憶領域に含まれる各第２実記憶領域のうち所定の第２実記憶領域を、ライト要求に対応する仮想ボリューム内の所定領域に対応付ける制御部であって、一つの第１実記憶領域に一つの仮想ボリュームを対応付ける制御部と、を備える。
第２観点では、第１観点において、ＲＡＩＤグループは複数設けられており、各ＲＡＩＤグループに含まれる各第１実記憶領域は、フォーマットされる場合に、各ＲＡＩＤグループから所定の順番に選択されて未割当てキューに接続されており、制御部は、仮想ボリュームを生成する場合に、仮想ボリューム内の各仮想的記憶領域を、別の所定の第２実記憶領域に対応付けることにより、仮想ボリュームを正常に生成できたか否かを確認し、さらに、制御部は、仮想ボリュームに対応付けられた第２実記憶領域を開放させるための開放指示を受領した場合には、開放指示により指定される第２実記憶領域を開放するようになっており、さらに、制御部は、（１）現在使用中の第１実記憶領域が有る場合には、現在使用中の第１実記憶領域に含まれる各第２実記憶領域のうち、前回選択された第２実記憶領域に連続する未使用の第２実記憶領域を選択して、ライト要求に対応する仮想的記憶領域に対応付け、（２）現在使用中の第１実記憶領域内に未使用の第２実記憶領域が無い場合には、現在使用中の第１実記憶領域に含まれる各第２実記憶領域のうち、開放指示により開放された第２実記憶領域を選択して、ライト要求に対応する仮想的記憶領域に対応付け、（３）現在使用中の第１実記憶領域内に開放された第２実記憶領域が存在しない場合には、現在使用中の第１実記憶領域よりも前に使用された使用済の第１実記憶領域に含まれる各第２実記憶領域のうち、開放指示により開放された第２実記憶領域を選択して、ライト要求に対応する仮想的記憶領域に対応付け、（４）使用済の第１実記憶領域内に開放された第２実記憶領域が無い場合には、未割当てキューに接続されている各第１実記憶領域のうち先頭の第１実記憶領域を選択し、その第１実記憶領域内の最初の第２実記憶領域を選択して、ライト要求に対応する仮想的記憶領域に対応付ける。
第３観点では、第１観点において、ＲＡＩＤグループは複数設けられており、制御部は、各ＲＡＩＤグループが均等に使用されるように、各ＲＡＩＤグループに含まれる各第１実記憶領域を所定の順番で仮想ボリュームに対応付ける。
第４観点では、第３観点において、制御部は、（１）各ＲＡＩＤグループに含まれる各第１実記憶領域をフォーマットする場合に、各ＲＡＩＤグループに含まれる各第１実記憶領域を、所定の順番で、一つの未割当てキューに接続し、（２）フォーマット済の第１実記憶領域を使用する場合には、未割当てキューに接続されている各第１実記憶領域のうち先頭の第１実記憶領域を選択する。
第５観点では、第３観点において、各ＲＡＩＤグループ毎に未割当てキューが予め用意されており、制御部は、（１）各ＲＡＩＤグループに含まれる各第１実記憶領域をフォーマットする場合に、各ＲＡＩＤグループの各第１実記憶領域を、各ＲＡＩＤグループに対応する未割当てキューにそれぞれ接続し、（２）フォーマット済の第１実記憶領域を使用する場合には、各未割当てキューに接続されている各第１実記憶領域を、所定の順番で取り出して使用する。
第６観点では、第１観点において、制御部は、仮想ボリュームを生成する場合に、仮想ボリューム内の各仮想的記憶領域を、別の所定の第２実記憶領域に対応付ける。
第７観点では、第６観点において、制御部は、ライト要求を受領した場合に、ライト要求に対応する仮想的記憶領域の対応付け先を、別の所定の第２実記憶領域から所定の第２実記憶領域に切り替える。
第８観点では、第１観点において、制御部は、前回のライト要求に対応して仮想ボリュームに対応付けられた第２実記憶領域に連続する、未使用の第２実記憶領域を、所定の第２実記憶領域として仮想ボリュームに対応付ける。
第９観点では、第８観点において、制御部は、仮想ボリュームに対応付けられた第２実記憶領域を開放させるための開放指示を受領した場合に、開放指示により指定される第２実記憶領域を開放するようになっており、さらに、制御部は、未使用の第２実記憶領域が存在しない場合には、現在使用中の第１実記憶領域に含まれる各第２実記憶領域のうち、開放指示により開放された第２実記憶領域を、所定の第２実記憶領域として仮想ボリュームに対応付ける。
第１０観点では、第９観点において、制御部は、現在使用中の第１実記憶領域内に開放された第２実記憶領域が存在しない場合には、現在使用中の第１実記憶領域よりも前に使用された使用済の第１実記憶領域に含まれる各第２実記憶領域のうち、開放指示により開放された第２実記憶領域を選択して、所定の第２実記憶領域として仮想ボリュームに対応付ける。
第１１観点では、第１０観点において、制御部は、使用済の第１実記憶領域内に開放された第２実記憶領域が無い場合には、未使用の各第１実記憶領域の中からいずれか一つの第１実記憶領域を選択し、その第１実記憶領域内の最初の第２実記憶領域を、所定の第２実記憶領域として仮想ボリュームに対応付ける。
第１２観点では、第１観点において、仮想ボリュームは複数存在し、ＲＡＩＤグループとは別のＲＡＩＤグループであって、ＲＡＩＤグループと連番で管理される別のＲＡＩＤグループと、別のＲＡＩＤグループに基づいて生成される通常の論理ボリュームであって、各仮想ボリュームと連番で管理される通常の論理ボリュームと、を備え、制御部は、通常の論理ボリュームに関するライト要求を受領した場合には、別のＲＡＩＤグループの記憶領域にライトデータを書き込ませる。
第１３観点では、第１観点において、仮想ボリュームに記憶されるデータには、所定サイズ毎に保証コードが設定されており、保証コードは、ＲＡＩＤグループを識別するためのデータと、第１実記憶領域を識別するためのデータと、第１実記憶領域内における第２実記憶領域を識別するためのデータとを含んでいる。
第１４観点に従う、仮想ボリュームの制御方法は、仮想的に形成される仮想ボリュームを制御するための方法であって、仮想ボリュームは、複数の仮想的記憶領域を備えており、ＲＡＩＤグループを構成する複数の記憶装置を跨るようにしてストライプ状に形成される第１実記憶領域であって、仮想的記憶領域に対応する第２実記憶領域を複数ずつ含む複数の第１実記憶領域を管理するためのプール部を作成し、各第１実記憶領域をフォーマットし、各仮想的記憶領域を、フォーマットされた各第１実記憶領域のうち所定の第１実記憶領域の有する初期設定用の第２実記憶領域にそれぞれ対応付けることにより、仮想ボリュームを生成し、仮想ボリュームをホストコンピュータに接続し、ホストコンピュータから仮想ボリュームへのライト要求を受信した場合、一つの第１実記憶領域に複数の仮想ボリュームが対応付けられないようにして、ライト要求に対応する仮想的記憶領域に、フォーマットされた各第１実記憶領域のうち所定の第１実記憶領域の有する所定の第２実記憶領域を対応付け、仮想的記憶領域に対応付けられる所定の第２実記憶領域に、ホストコンピュータから受領したライトデータを記憶させる。
本発明の構成の少なくとも一部は、コンピュータプログラムとして構成できる。このコンピュータプログラムは、記録媒体に固定して配布したり、通信ネットワークを介して配信することができる。
本発明の実施形態の全体概念を示す説明図である。 記憶制御装置を含むシステムの全体構成を示す説明図である。 記憶制御装置のブロック図である。 仮想ボリュームとチャンク及びページの関係を示す模式図である。 仮想ボリュームに割り当てられるチャンク及びページを管理するためのテーブル群を示す説明図である。 仮想ボリュームの生成時におけるテーブル群の接続の様子を示す説明図である。 ライトデータを書き込む場合に、仮想ボリュームに割り当てるページを初期設定用ページから所定のページに切り替える様子を示す説明図である。 記憶制御装置の全体動作の流れを示す説明図である。 プール作成処理を示すフローチャートである。 データに付加される保証コードの構成を示す説明図である。 チャンクの状態遷移を示す説明図である。 チャンクを管理するためのキューを示す説明図である。 フォーマット処理を示すフローチャートである。 フォーマット処理の一部を示すフローチャートである。 仮想ボリュームを生成する処理を示すフローチャートである。 ライト処理を示すフローチャートである。 図１６に続くフローチャートである。 チャンクを仮想ボリュームに割り当てる処理を示すフローチャートである。 ページを仮想ボリュームに割り当てる処理を示すフローチャートである。 ページ状態を変更する処理を示すフローチャートである。 リード処理を示すフローチャートである。 図２１に続くフローチャートである。 仮想ボリュームに割当済みのページを開放させる処理のフローチャートである。 本発明の効果を示す説明図である。 第２実施例に係る記憶制御装置を含むシステムの全体図である。 仮想ボリューム間で初期コピーを行う処理を示すフローチャートである。 仮想ボリューム間で更新コピーを行う処理を示すフローチャートである。 第３実施例に係る記憶制御装置で使用される、チャンクを管理するためのキューを示す説明図である。
符号の説明
１：記憶制御装置、２：ホスト、３：コントローラ、４：記憶装置、５（１），５（２）：仮想ボリューム、５Ａ：仮想的記憶領域、６ａ，６ｂ：ＲＡＩＤグループ、７：チャンク、８：ページ、１０記憶制御装置、２０：ホスト、３０：コントローラ、４０：記憶装置、５０Ｖ：仮想ボリューム、５０Ｎ：通常ボリューム、６０：プール部、７０：管理サーバ、９０：ＲＡＩＤグループ、９１：チャンク、９２：ページ。
以下、図面に基づいて、本発明の実施の形態を説明する。最初に、本発明の概要を説明し、次に、実施例について説明する。本発明は、後述のように、仮想ボリューム５への実記憶領域の割当てを、チャンク７単位で行う。チャンク７は、複数のページ８から構成される。一つのチャンク７には、一つの仮想ボリューム５が対応付けられる。つまり、一つのチャンク７が異なる複数の仮想ボリューム５に対応付けられることはない。このため、チャンク７の記憶領域を効率的に使用することができる。
仮想ボリューム５の生成時に、各仮想的記憶領域５Ａと初期設定用のページ８とが予め対応付けられる。ホスト２から仮想ボリューム５へのライト要求が発行されると、チャンク７内のページ８が順番に使用されて、ライト要求に関わる仮想的記憶領域５Ａに割り当てられる。その割り当てられたページ８にライトデータが書き込まれる。データの書込み時には、ライト要求に係る仮想的記憶領域５Ａの接続先が、初期設定用のページ８から、チャンク７内の所定のページ８に切り替えられる。所定のページ８とは、前回のライト処理時に使用されたページに連続するページである。つまり、ライトデータを書き込む際には、仮想的記憶領域５Ａに割り当てられるページを、初期設定用のページ８から所定のページ８に切り替えるだけで済むため、仮想ボリューム５の応答性能を向上できる。
さらに、チャンク７内に空きページ８が無くなると、新たなチャンク７が選択されて仮想ボリューム５に割り当てられる。新たなチャンク７は、別のＲＡＩＤグループ６ｂ内のチャンク群から選択される。これにより、各ＲＡＩＤグループ６ａ，６ｂ間で負荷を分散させることができる。
図１は、本発明の実施形態の概要を示す説明図である。図１に関する以下の記載は、本発明の理解及び実施に必要な程度で本発明の概要を示しており、本発明の範囲は図１に示す構成に限定されない。
図１に示すシステムは、記憶制御装置１と、ホスト２とを備える。ホスト２は、例えば、サーバコンピュータまたはメインフレームコンピュータのようなコンピュータ装置として構成される。ホスト２がホストコンピュータの場合、例えば、ＦＩＣＯＮ（Fibre Connection：登録商標）、ＥＳＣＯＮ（Enterprise System Connection：登録商標）、ＡＣＯＮＡＲＣ（Advanced Connection Architecture：登録商標）、ＦＩＢＡＲＣ（Fibre Connection
Architecture：登録商標）等の通信プロトコルに従って、データ通信が行われる。ホスト２がサーバコンピュータ等の場合、例えば、ＦＣＰ（Fibre Channel Protocol）またはｉＳＣＳＩ（internet Small Computer System Interface）等の通信プロトコルに従って、データ通信が行われる。
記憶制御装置１は、ホスト２に通信ネットワークを介して接続される。記憶制御装置１は、例えば、コントローラ３と、記憶装置４と、仮想ボリューム５（１），５（２）とを備える。特に区別する必要がない場合、仮想ボリューム５と呼ぶ。各ＲＡＩＤグループ６ａ，６ｂは、それぞれ複数ずつの記憶装置４から構成される。
記憶装置４としては、例えば、ハードディスクデバイス、半導体メモリデバイス、光ディスクデバイス、光磁気ディスクデバイス、磁気テープデバイス、フレキシブルディスクデバイス等のデータを読み書き可能な種々のデバイスを利用可能である。
記憶装置４としてハードディスクデバイスを用いる場合、例えば、ＦＣ（Fibre Channel）ディスク、ＳＣＳＩ（Small Computer System Interface）ディスク、ＳＡＴＡディスク、ＡＴＡ（AT Attachment）ディスク、ＳＡＳ（Serial Attached SCSI）ディスク等を用いることができる。また、例えば、フラッシュメモリ、ＦｅＲＡＭ（Ferroelectric Random Access Memory）、ＭＲＡＭ（Magnetoresistive Random Access Memory）、相変化メモリ（Ovonic
Unified Memory）、ＲＲＡＭ（Resistance RAM）」等の種々の記憶装置４を用いることもできる。さらに、例えば、フラッシュメモリデバイスとハードディスクドライブのように、種類の異なる記憶装置４を混在させる構成でもよい。
各ＲＡＩＤグループ６ａ，６ｂの有する物理的記憶領域は、ストライプ状の複数のチャンク７に区切られる。各チャンク７は、連続する複数のページ８から構成される。チャンク７は「第１実記憶領域」に該当し、ページ８は「第２実記憶領域」に該当する。理解のために、一方のＲＡＩＤグループ６ａに属する第１チャンク７に符号”ａ１”を与え、第１チャンク７（ａ１）に属する各ページに連番を添える。他方のＲＡＩＤグループ６ｂについても同様である。従って、例えば、”ａ２−３”は、ＲＡＩＤグループ６ａの第２チャンク内の３番目のページであることを意味し、”ｂ１−１”は、ＲＡＩＤグループ６ｂの第１チャンク内の１番目のページであることを意味する。
仮想ボリューム５は、複数の仮想的記憶領域５Ａから構成される。仮想的記憶領域５Ａとページ８のサイズは同一である。一つの例では、１枚のページ８のサイズはＳＺ１バイト（例えば、３２ＭＢ）であり、一つのチャンク７のサイズはＳＺ２バイト（例えば、１ＧＢ）であり、仮想ボリューム５のサイズはＳＺ３バイト（例えば、１０ＧＢ）である。この場合、一つの仮想ボリューム５はＮ１個（例えば、１０個）のチャンク７から構成され、一つのチャンク７はＮ２枚（例えば、３２枚）のページ８から構成される。上記括弧内の数値は、理解のための一例に過ぎず、本発明の範囲は上記数値に限定されない。上述のページサイズ、チャンクサイズ、仮想ボリュームサイズ等は、可変に設定できる。
コントローラ３は、記憶制御装置１の動作を制御する。例えば、コントローラ３は、ユーザからの指示に基づいて、ＲＡＩＤグループ６ａ，６ｂ及び仮想ボリューム５を生成させる。また、コントローラ３は、ホスト２から発行されるコマンド（リードコマンド、ライトコマンド）に応じて処理を実行し、その処理結果をホスト２に送信する。
さらに、コントローラ３は、ライトコマンドを受領した場合、ライトコマンドにより指定される仮想的記憶領域５Ａに、ページ８が割り当てられているか否かを判断する。指定される仮想的記憶領域５Ａにページ８が割り当てられていない場合、コントローラ３は、チャンク７内の所定のページ８を、指定される仮想的記憶領域５Ａに割り当てる。コントローラ３は、割り当てられた所定ページ８にライトデータを書き込む。
コントローラ３は、一つのチャンク７に一つの仮想ボリューム５だけが対応付けられるように、ページ割当てを制御する。一つのチャンク７に含まれる各ページ８は、一つの仮想ボリューム５にのみ割り当てられる。一つのチャンク７内にそれぞれ異なる複数の仮想ボリューム５に割り当てられるページ８が混在することはない。一つのチャンク７内では、論理アドレスの値を問わずに、連続するページ８が使用される。
一方の仮想ボリューム５（１）を例に挙げて説明すると、最初のライトコマンドについて、チャンク７（ａ１）内の先頭ページ８（ａ１−１）が使用され、次のライトコマンドについては、その先頭ページ８（ａ１−１）に続く次のページ８（ａ１−２）が使用され、さらに別のライトコマンドについては、次のページ８（ａ１−３）が使用される。そして、最後のページ８（ａ１−４）を使用した後で、さらにライトコマンドを受領した場合、新たなチャンク７（ｂ１）が仮想ボリューム５（１）に割り当てられる。
他方の仮想ボリューム５（２）には、ＲＡＩＤグループ６ａの第２チャンク７内の先頭ページ８（ａ２−１）が割り当てられている。もしも、仮想ボリューム５（２）を対象とする新たなライトコマンドが発行された場合、次のページ８が仮想ボリューム５（２）に割り当てられる。そのページ８には、”ａ２−２”の符号が添えられるはずであるが、図１では省略する。
このように構成される本実施形態では、複数のページ８を有するチャンク７の単位で、仮想ボリューム５に実記憶領域（物理的記憶領域）を割り当て、かつ、一つのチャンク７を一つの仮想ボリューム５にのみ割り当てる。従って、後述のように、チャンク７内の記憶領域を有効に使用することができる。また、通常の論理ボリュームと同様にして、仮想ボリューム５を管理することができ、制御構造を簡素化することができる。
本実施形態では、複数のＲＡＩＤグループ６ａ，６ｂを均等に使用するべく、各ＲＡＩＤグループ６ａ，６ｂからそれぞれチャンク７（ａ１），７（ｂ１）を選択して、仮想ボリューム５（１）に割り当てる。これにより、各ＲＡＩＤグループ６ａ，６ｂの負荷を均一化することができる。以下、本実施形態を詳細に説明する。
図２は、本実施例に係る記憶制御装置１０を含む情報処理システムの全体構成を示す説明図である。この情報処理システムは、例えば、少なくとも一つの記憶制御装置１０と、一つまたは複数のホスト２０と、少なくとも一つの管理サーバ７０とを含んで構成することができる。
先に図１で述べた実施形態との対応関係を説明する。記憶制御装置１０は記憶制御装置１に、ホスト２０はホスト２に、コントローラ３０はコントローラ３に、記憶装置４０は記憶装置４に、仮想ボリューム５０Ｖは仮想ボリューム５に、ＲＡＩＤグループ９０はＲＡＩＤグループ６ａ，６ｂに、それぞれ対応する。図１で述べた説明と重複する説明は、できるだけ省略する。
ホスト２０と記憶装置１０とは、第１通信ネットワーク８０を介して接続される。第１通信ネットワーク８０は、例えば、ＦＣ−ＳＡＮ（Fibre Channel-Storage Area Network）やＩＰ−ＳＡＮ（Internet Protocol_SAN）のように構成される。
管理サーバ７０は、記憶制御装置１０の設定を変更等するための装置である。管理サーバ７０は、例えば、ＬＡＮ（Local Area Network）のような第２通信ネットワーク８１を介して、記憶制御装置１０に接続されている。なお、ホスト２０にストレージ管理機能を設けて、ホスト２０側から記憶制御装置１０の設定変更等を行うように構成することもできる。
記憶制御装置１０の詳細は後述するが、記憶制御装置１０は、仮想ボリューム５０Ｖと通常ボリューム５０Ｎとを備える。なお、図中では、論理ボリュームを”ＬＵ”と表記している。ＬＵとは、Logical Unitの略である。
仮想ボリューム５０Ｖは、図１で述べたように、仮想的に生成される論理ボリュームであって、ホスト２０からのライトコマンドに応じて記憶領域が割り当てられるボリュームである。つまり、仮想ボリューム５０Ｖは、ホスト２０に提供されるボリュームサイズと、実際に有する記憶領域のサイズとが一致しない。通常ボリューム５０Ｎは、ＲＡＩＤグループ９０の有する記憶領域に基づいて生成されるボリュームである。
プール部６０は、複数のＲＡＩＤグループ９０の有する記憶領域を管理する。プール部６０で管理されている記憶領域は、チャンク９１（図４参照）単位で仮想ボリューム５０Ｖに割り当てられる。
コントローラ３０は、各ボリューム５０Ｖ，５０Ｎの論理アドレスをＲＡＩＤグループ９０の物理アドレスに変換等して、データを記憶装置４０に書き込んだり、あるいは、記憶装置４０から読み出したデータの物理アドレスを論理アドレスに変換等して、データをホスト２０に送信する。
図３は、コントローラ３０の構成を示すブロック図である。記憶制御装置１０には、複数の増設筐体４３を接続することができる。増設筐体４３は、複数の記憶装置４０を収容している。ユーザは、必要に応じて、増設筐体４３を接続することにより、システムの総記憶容量を増大させることができる。
記憶制御装置１０は、複数のコントローラ３０（＃０），３０（＃１）を備える。いずれか一方のコントローラ３０が障害等によって停止した場合でも、他方のコントローラ３０により動作を継続することができる。以下、特に区別する必要が無い場合、コントローラ３０と称する。
コントローラ３０は、例えば、第１通信回路３１０（図中、ＦＥＩ／Ｆ）と、第２通信回路３２０（図中、ＳＡＳ）と、データ転送制御回路３３０（図中、ＤＣＴＬ）と、キャッシュメモリ３４０（図中、ＣＭ）と、ローカルメモリ３５０（図中、ＬＭ）と、マイクロプロセッサ３６０（図中、ＭＰＵ）と、メモリコントローラ３７０（図中、ＭＣ）と、エキスパンダ３８０（図中、ＥＸＰ）とを備える。
第１通信回路３１０は、ホスト２０と通信を行うための制御回路である。第２通信回路３２０は、各記憶装置４０と通信を行うための制御回路である。データ転送制御回路３３０は、記憶制御装置１０内のデータの流れを制御するための回路である。各データ転送制御回路３３０は、互いに接続されている。キャッシュメモリ３４０は、例えば、ホスト２０から受領したライトデータと、記憶装置４０から読み出されるデータとを記憶する。さらに、キャッシュメモリ３４０には、記憶制御装置１０の構成または動作を管理するための管理用データ等が記憶される場合もある。
ローカルメモリ３５０は、例えば、マイクロプロセッサ３６０により使用される各種データを記憶する。マイクロプロセッサ３６０は、記憶装置４０またはローカルメモリ３５０からコンピュータプログラムを読み込んで実行することにより、後述のように、記憶制御装置１０の動作を制御する。
メモリコントローラ３７０は、マイクロプロセッサ３６０をローカルメモリ３５０及びデータ転送制御回路３３０に接続させるための制御回路である。エキスパンダ３８０は、第２通信回路３２０の通信ポートを拡張するための回路である。
図４は、仮想ボリューム５０Ｖとチャンク９１との関係を示す説明図である。仮想ボリューム５０Ｖは、複数の仮想的記憶領域５００を有する。チャンク９１は、複数のページ９２を有する。図４では、便宜上、各ページ９２を、ストライプ状のチャンク９１を横方向に区切って形成するかのように示すが、実際には、各ページ９２は、ストライプ列に沿うようにして形成される。
図４では、最初に、第１のチャンク９１（＃０）が仮想ボリューム５０Ｖに割り当てられたとする。仮想ボリューム５０Ｖへのライトコマンド（ライト要求）が受領される度に、第１チャンク９１（＃０）内のページ９２が順番に選択されて、ライトコマンドに対応する仮想的記憶領域５００に対応付けられる。ライトデータは、仮想的記憶領域５００に対応付けられたページ９２に書き込まれる。つまり、そのページ９２を構成する各記憶装置４０の各記憶領域にライトデータが書き込まれる。
第１チャンク９１（＃０）の最初のページ９２（１−０）が使用された後、次のページ９２（１−１）が使用され、さらに次のページ９２（１−２）が使用される。そして、第１チャンク９１（＃０）の最終ページ９２（１−４）まで使用されたとする。これにより、第１チャンク９１（＃０）の全ページ９２が使用されたことになる。
新たなライトコマンドがホスト２０から発行されると、第２のチャンク９１（＃１）が選択され、第２チャンク９１（＃１）の先頭ページ９２（２−０）が使用される。以下、第１チャンク９１（＃０）で述べたと同様に、第２チャンク９１（＃１）内の各ページ９２が順番に使用される。
このように、仮想ボリューム５０Ｖには、複数のチャンク９１（＃０），９１（＃１）が対応付けられる。それらのチャンク９１（＃０），９１（＃１）は、それぞれ別々のＲＡＩＤグループ９０の中から選択される。つまり、仮想ボリューム５０Ｖには、複数のＲＡＩＤグループ９０の中から選択される複数のチャンク９１が対応付けられる。ホスト２０による仮想ボリューム５０Ｖへのデータ書込みに応じて、対応付けられたチャンク９１内のページ９２が順番に使用される。
後述のように、ホスト２０が仮想ボリューム５０Ｖ内のデータ消去を要求する場合、消去対象のデータの論理アドレスに対応するページ９２は開放され、その仮想ボリューム５０Ｖに関する別のライトデータの記憶に使用される。
図５は、仮想ボリューム５０Ｖを管理するためのテーブル群を示す説明図である。図５に示すテーブル群は、キャッシュメモリ３４０上に設けられ、その後、所定の記憶装置４０内の所定の管理領域に格納される。また、それらテーブル群は、ローカルメモリ３５０にもコピーされて、マイクロプロセッサ３６０により使用される。
プールインデックス１００は、例えば、プール部６０で管理されているＲＡＩＤグループ９０の識別番号等の、プール部６０の構成（状態及び属性を含む）に関する情報を管理するための情報である。
仮想ボリュームインデックス１０１は、仮想ボリューム５０Ｖの構成に関する情報を管理するための情報である。仮想ボリュームインデックス１０１は、例えば、仮想ボリューム５０Ｖに割り当てられているチャンク９１の識別番号、及び、リンクされるインデックス１０２の情報等を管理する。
仮想アドレスインデックス１０２は、仮想アドレスブロック１０３へのポインタを管理するための情報である。仮想アドレスブロック１０３は、ページアドレス情報１０４へのポインタを管理するための情報である。
例えば、仮想ボリューム５０Ｖのボリュームサイズを１０ＧＢとすると、仮想アドレスインデックス１０２は、仮想ボリューム５０Ｖの仮想アドレス領域を４ＧＢずつの領域に分けて管理する（最初の２つの領域は４ＧＢ、最後の一つの領域は２ＧＢである。）。仮想アドレスブロック１０３は、それぞれ４ＧＢの範囲をカバー可能である。このように、本実施例では、仮想ボリューム５０Ｖの有する仮想アドレス領域を、仮想アドレスインデックス１０２と仮想アドレスブロック１０３との２段階に分けて階層管理する。これにより、範囲を絞り込んで検索することができ、該当ページ９２に速やかにアクセスすることができる。なお、上記の数値（４ＧＢ、１０ＧＢ、２ＧＢ）は、説明のための一例に過ぎず、本発明はそれらの数値に限定されない。前記各数値は可変に設定できる。
ページアドレス情報１０４は、仮想ボリューム５０Ｖを構成する各仮想的記憶領域５００（つまり、仮想ページ５００）の構成情報を管理するための情報である。ページアドレス情報１０４には、例えば、仮想ページに対応付けられる物理ページ９２を示す物理アドレス及びページ状態が含まれる。
プール内ＲＡＩＤグループインデックス１１０は、プール部６０で管理されている各ＲＡＩＤグループ９０の構成情報を管理するための情報である。プール内ＲＡＩＤグループインデックス１１０は、例えば、プール部６０内の各ＲＡＩＤグループ９０が有する各チャンク９１の情報等を管理する。また、プール内ＲＡＩＤグループインデックス１１０は、未割当てチャンクキューの先頭及び末尾をそれぞれ示すためのポインタを含む。
チャンクインデックス１２０は、各仮想ボリューム５０Ｖにどこまでチャンク９１が割り当てられているかを管理するためのポインタを含む。つまり、チャンクインデックス１２０は、各仮想ボリューム５０Ｖに割り当てられているチャンク数などを管理する。
図６は、図５に示すテーブル群が初期化された状態を示す。仮想ボリューム５０Ｖの生成時に、テーブル群は図６に示すように初期化される。仮想ボリューム５０Ｖに含まれる各仮想的記憶領域５００（仮想ページ５００）は、特定のチャンク９１内の特定のページ９２にマッピングされる。
例えば、図６に示すように、ＲＡＩＤグループ９０内の先頭チャンク９１の最終ページ９２が、初期化用の特定ページとして使用される。先頭チャンク９１には、上述のテーブル群などの管理情報が記憶される。先頭チャンク９１内の先頭ページ９２から所定数のページ９２までは、管理情報の退避領域として使用される。設定可能な仮想ボリュームの数等によって異なるが、管理情報の合計サイズはチャンクサイズ（例えば、１ＧＢ）未満となる。従って、少なくとも、先頭チャンク９１の最終ページ９２に管理情報が格納されることはない。つまり、先頭チャンク９１の最終ページ９２は、管理情報の格納先として使用されることがない。
そこで、先頭チャンク９１の最終ページである、初期化用のページ９２に、予めゼロデータのみを記憶させる。そして、仮想ボリューム５０Ｖの構成を定義するためのテーブル群を初期化する場合には、仮想ボリューム５０Ｖ内の全ての仮想的記憶領域５００を、初期化用のページ９２に対応付けておく。
これにより、仮想ボリューム５０Ｖの定義時（仮想ボリューム５０Ｖの生成時）に、テーブル群のマッピングに異常が生じていないことを予め確認することができる。さらに、図７に太線で示すように、仮想ボリューム５０Ｖにライトコマンドが発行された場合には、そのライトコマンドで指定される論理アドレスに対応する仮想的記憶領域５００を、初期設定用のページ９２からライトデータを書き込むべき所定のページに接続し直すだけでよい。従って、仮想的記憶領域５００の対応付け先を切り替えるだけで、ライトデータを格納させることができ、仮想ボリューム５０Ｖの応答性能を高めることができる。
図８は、記憶制御装置１０の全体動作を理解するためのフローチャートである。このフローチャートには、ユーザの手順も含まれている。まず最初に、ユーザは、管理サーバ７０を介して記憶制御装置１０に所定の指示を与えることにより、プール部６０にＲＡＩＤグループ９０を生成させ、さらに、そのＲＡＩＤグループ９０をフォーマットさせ、未割当てチャンクキュー等を作成させる（Ｓ１０）。ここで、プール部６０内で管理される、仮想ボリューム５０Ｖ用のＲＡＩＤグループ９０と、通常ボリューム５０Ｎ用のＲＡＩＤグループ９０とは、連番で管理される。
続いて、ユーザは、管理サーバ７０から記憶制御装置１０に別の所定の指示を与えることにより、仮想ボリューム５０Ｖを作成させる（Ｓ１１）。上述の通り、仮想ボリューム５０Ｖの生成時に、各仮想的記憶領域５００はそれぞれ初期設定用のページ９２に対応付けられる。ここで、仮想ボリューム５０Ｖと通常ボリューム５０Ｎとは、連番で管理される。これにより、仮想ボリューム５０Ｖと通常ボリューム５０Ｎとを共通の管理方式で管理することができ、記憶制御装置１０内に仮想ボリューム５０Ｖと通常ボリューム５０Ｎとを混在させることができる。
続いて、ユーザは、ホスト２０と仮想ボリューム５０Ｖとを接続させる（Ｓ１２）。ユーザは、ホスト２０に繋がるＬＵＮ（Logical Unit Number）に、仮想ボリューム５０Ｖを接続させ、さらに、ＷＷＮ（Logical Unit Number）の登録等を行わせる。
ホスト２０は、仮想ボリューム５０Ｖを認識し（Ｓ１３）、仮想ボリューム５０Ｖに向けてライトコマンド等のコマンドを発行する。記憶制御装置１０は、ホスト２０からのコマンドに応じた処理を行い、その結果をホスト２０に送信する（Ｓ１４）。以下、各処理の詳細を図を改めて説明する。
図９は、プール作成処理を示すフローチャートである。以下に述べる各フローチャートは、各処理の概要を示す。いわゆる当業者であれば、図示されたステップの入れ替え、変更、削除、あるいは新たなステップの追加を行うことができるであろう。
図９に示す処理は、プール作成要求が与えられると開始される。以下、動作の主体をコントローラ３０とする。コントローラ３０は、作成対象のプール部６０のプールインデックス１００について、そのプール状態を更新し（Ｓ２０）、ＲＡＩＤグループ９０を作成する（Ｓ２１）。コントローラ３０は、プール内ＲＡＩＤグループインデックス１１０の状態を”処理中”に変化させる（Ｓ２２）。
コントローラ３０は、管理情報を退避させるための領域をＲＡＩＤグループ９０内に設定し（Ｓ２３）、さらに、チャンクインデックス１２０を作成する（Ｓ２４）。プール部６０内の全チャンク９１について、以下のステップＳ２６〜Ｓ２８がそれぞれ実行される（Ｓ２５）。
コントローラ３０は、対象チャンクに対応するページアドレス情報１０４を初期化し（Ｓ２６）、対象チャンクの状態を”フォーマット待ち”に変更する（Ｓ２７）。コントローラ３０は、管理情報を退避させるための退避要求キューに、管理情報の対比要求をエンキューする（Ｓ２８）。
各チャンク９１についてＳ２６〜Ｓ２８を実行した後、コントローラ３０は、プール内ＲＡＩＤグループインデックス１１０の状態を”有効”に変更する（Ｓ２９）。そして、コントローラ３０は、キャッシュメモリ３４０にヌルデータをステージングさせて（Ｓ３０）、本処理を終了する。ライトデータの書き込まれていない仮想的記憶領域５００からのデータ読み出しが要求された場合に、物理的記憶領域であるページ９２にアクセスすることなく、ホスト２０にヌルデータを返すためである。
図１０は、データ及び保証コードについて説明する図である。図１０（ａ）に示すように、本実施例では、例えば、５１２バイトのデータＤ１０毎に８バイトの保証コードＤ１１を付加して、記憶装置４０に記憶させる。保証コードＤ１１は、論理アドレスを検証するための部分と、ビットエラーを検証するための部分とを含むことができる。以下では、論理アドレスを検証するための部分に着目して説明する。
図１０（ｂ）は、通常ボリューム５０Ｎに記憶されるデータに付加される、保証コードの構成を示す。通常ボリューム５０Ｎに関する保証コードのうち論理アドレスの検証に使用される部分は、４ビットの予約領域Ｄ１１０と、１２ビットのＬＵＮ領域Ｄ１１１と、１６ビットのＬＢＡ領域Ｄ１１２とを含んでいる。ＬＢＡとは、Logical Block Addressの略である。ＬＵＮ領域Ｄ１１１には、通常ボリューム５０Ｎに対応付けられるＬＵＮが格納される。ＬＢＡ領域Ｄ１１２には、データＤ１０の論理アドレスが格納される。
図１０（ｃ）は、仮想ボリューム５０Ｖに記憶されるデータに付加される、保証コードの構成を示す。仮想ボリューム５０Ｖに関する保証コードのうち論理アドレスの検証に使用される部分は、４ビットの予約領域Ｄ１１０と、８ビットのＲＡＩＤグループ識別領域Ｄ１１３と、４ビットのチャンク識別領域Ｄ１１４と、１６ビットのチャンク内ＬＢＡオフセット領域Ｄ１１５とを含んでいる。ＲＡＩＤグループ識別領域Ｄ１１３には、ＲＡＩＤグループ９０を識別するための情報が格納される。チャンク識別領域Ｄ１１４には、チャンク９１を識別するための情報のうち下位の４ビットが格納される。チャンク内ＬＢＡオフセット領域Ｄ１１５には、データＤ１０が格納されているチャンク９１内において、そのチャンク９１の先頭論理アドレスからのオフセット値が格納される。
図１１，図１２に基づいて、チャンク９１を管理するためのキューを説明する。図１１は、キューの使用方法を示す説明図である。プール部６０が作成されると、プール部６０で管理される各ＲＡＩＤグループ９０の有する各チャンク９１は、フォーマット待ちチャンクキューＱ１０に登録されて管理される。フォーマットが開始されると、フォーマット中のチャンク９１は、処理完了待ちチャンクキューＱ２０に移される。そして、フォーマットが完了すると、フォーマット済チャンク９１は、未割当てチャンクキューＱ３０に移される。
図１２は、各キューＱ１０，Ｑ２０，Ｑ３０を模式的に示す説明図である。フォーマット待ちチャンクキューＱ１０は、各ＲＡＩＤグループ９０毎に用意される。そして、フォーマット処理を開始する場合、フォーマット待ちチャンクキューＱ１０内の各ＲＡＩＤグループ９０から所定の順番でチャンク９１が取り出されて、処理完了待ちキューＱ２０に接続される。フォーマットが完了したチャンク９１は、上述の通り、未割当てチャンクキューＱ３０に接続される。処理完了待ちチャンクキューＱ２０に繋がれた順番で、フォーマットは完了するため、処理完了待ちキューＱ２０内の各チャンク９１の順番と、未割当てチャンクキューＱ３０内の各チャンク９１の順番とは、通常の場合、一致する。
図１３，図１４に基づいてチャンク９１をフォーマットする処理を説明する。図１３は、フォーマット処理の全体を示し、図１４は、フォーマット処理の一部を示す。
コントローラ３０は、フォーマット待ちチャンクキューＱ１０を確認することにより、フォーマット待ちのチャンク９１が有るか否かを判定する（Ｓ５０）。フォーマット待ちチャンクキューＱ１０にチャンク９１が登録されている場合（S50:YES）、コントローラ３０は、プール部６０内の各ＲＡＩＤグループ９０毎に、ラウンドロビン方式でチャンクを選択し、以下のステップＳ５１〜Ｓ５４を実行する。
図１２に示す例で選択方法を説明すると、第１ＲＡＩＤグループ９０（＃１）から一つのチャンク９１（１−１）を選択した後、第２ＲＡＩＤグループ９０（＃２）から別の一つのチャンク９１（２−１）を選択し、さらに、第３ＲＡＩＤグループ９０（＃３）からさらに別の一つのチャンク９１（３−１）を選択する。選択されたチャンク９１（１−１）、９１（２−１），９１（３−１）について、後述するＳ５２〜Ｓ５４をそれぞれ実行する。チャンク９１（１−２），９１（２−２），９１（３−２）のセットについても、Ｓ５２〜Ｓ５４を実行する。さらに、チャンク９１（１−３），９１（２−３），９１（３−３）のセットについても、Ｓ５２〜Ｓ５４を実行する。以下同様である。
コントローラ３０は、フォーマット待ちチャンクキューＱ１０から、対象ＲＡＩＤグループ９０のチャンク９１を一つ選択し、フォーマット待ちチャンクキューＱ１０からデキューさせる（Ｓ５２）。コントローラ３０は、選択されたチャンク９１を処理完了待ちチャンクキューＱ２０にエンキューし（Ｓ５３）、選択されたチャンク９１についてのフォーマットジョブを実行する（Ｓ５４）。フォーマットジョブの詳細については、図１４と共に後述する。
フォーマットジョブが完了すると、コントローラ３０は、フォーマット済のチャンク９１を、処理完了待ちチャンクキューＱ２０からデキューし（Ｓ５５）、そのフォーマット済のチャンク９１を未割当てチャンクキューＱ３０にエンキューする（Ｓ５６）。
図１４は、図１３中にＳ５４で示されるフォーマットジョブの詳細を示すフローチャートである。コントローラ３０は、処理対象のチャンク９１の識別番号を取得し（Ｓ６０）、対象チャンク９１をフォーマットする範囲を決定する（Ｓ６１）。そして、コントローラ３０は、対象チャンク９１についてのエクステントロックを取得する（Ｓ６２）。これにより、対象チャンク９１が別のプログラムによって使用されるのを防止する。
コントローラ３０は、対象チャンク９１について所定サイズ毎に、後述するＳ６４〜Ｓ７０を実行する（Ｓ６３）。つまり、コントローラ３０は、対象チャンク９１を、所定サイズの単位領域毎にフォーマットするようになっている。
コントローラ３０は、データ用のキャッシュセグメントを確保し（Ｓ６４）、続いて、パリティ用のキャッシュセグメントを確保する（Ｓ６５）。キャッシュセグメントとは、キャッシュメモリ３４０の記憶領域を管理する単位である。
コントローラ３０は、論理アドレスを算出し（Ｓ６６）、ゼロデータの生成を要求し（Ｓ６７）、さらに、パリティの生成を要求する（Ｓ６８）。ゼロデータは、Ｓ６４で確保されたキャッシュセグメントを用いて生成される。パリティは、Ｓ６５で確保されたキャッシュセグメントを用いて生成される。コントローラ３０は、データ用に確保されたキャッシュセグメントを開放させ（Ｓ６９）、さらに、パリティ用に確保されたキャッシュセグメントも開放させる（Ｓ７０）。
コントローラ３０は、対象チャンク９１のエクステントロックを開放し（Ｓ７１）、対象チャンク９１についてのフォーマット完了を確認してから（S72:YES）、図１３の処理に戻る。
図１５は、仮想ボリューム５０Ｖを作成する処理を示すフローチャートである。コントローラ３０は、プール部６０の状態が正常であるか否かを判定する（Ｓ８０）。プール部６０に障害が発生している場合（S80:NO）、仮想ボリューム５０Ｖを生成することはできないため、コントローラ３０は、エラー処理を実行する（Ｓ８１）。エラー処理では、例えば、プール部６０に異常が生じているために仮想ボリューム５０Ｖを生成できない旨を、ユーザに通知する。
プール部６０が正常な場合（S80:YES）コントローラ３０は、仮想ボリュームインデックス１０１の状態を”無効”から”処理中”に変更させる（Ｓ８２）。予め用意されている仮想ボリュームの識別番号には、仮想ボリュームの状態の初期値として”無効”が予め設定されている。仮想ボリューム５０Ｖの生成中では、その状態は”無効”から”処理中”に変化する。仮想ボリューム５０Ｖの生成が完了すると、後述のように、その状態は”処理中”から”有効”に変化する。
コントローラ３０は、状態が”処理中”に変更された仮想ボリューム５０Ｖについて、仮想アドレスインデックス１０２を作成し（Ｓ８３）、さらに、その仮想アドレスインデックス１０２に対応付けられる仮想アドレスブロック１０３を作成する（Ｓ８４）。さらに、コントローラ３０は、仮想アドレスブロック１０３に対応付けられるページアドレス情報１０４を作成する（Ｓ８５）。
コントローラ３０は、プール内ＲＡＩＤグループインデックス１１０を更新し（Ｓ８６）、仮想ボリュームインデックス１０１の状態を”処理中”から”有効”に変更する（Ｓ８７）。コントローラ３０は、仮想ボリューム５０Ｖを正常に作成することができたか否かを確認し（Ｓ８８）、仮想ボリューム５０Ｖを正常に作成できた場合には（S88:YES）、本処理を終了させる。仮想ボリュームを正常に作成できなかった場合（S88:NO）、エラー処理が行われる（Ｓ８９）。エラー処理では、例えば、仮想ボリューム５０Ｖを正常に作成できなかった旨をユーザに通知する。
なお、便宜上、仮想ボリューム５０Ｖを正常に作成できたか否かを最後に判定するかのように説明したが、実際には、各テーブル１０１−１０４の作成時にそれぞれ正常に作成できたか否かが判定される。そして、正常に作成できなかった場合には、エラー処理が行われる。
図１５に示す処理を行うことにより、図６に示すテーブル群が作成され、仮想ボリューム５０Ｖ内の各仮想的記憶領域５００は、初期設定用のページ９２にそれぞれ対応付けられる。従って、仮想ボリューム５０Ｖを正常に作成できた時点で、各仮想的記憶領域５００と実ページ９２との対応付けを正常に行えることが確認される。
図１６は、ライトコマンドの処理を示すフローチャートである。コントローラ３０は、ホスト２０からコマンドを受領すると、そのコマンドが仮想ボリューム５０Ｖを対象とするライトコマンドであるか否かを判定する（Ｓ９０）。
そのコマンドが、通常ボリューム５０Ｎを対象とするライトコマンドである場合（S90:NO）、コントローラ３０は、通常のライト処理を実行する（Ｓ９１）。通常のライト処理では、例えば、ホスト２０から受領したライトデータをキャッシュメモリ３４０に書き込み、キャッシュメモリ３４０へのライトデータ書込みが完了した時に、ホスト２０に処理完了を通知する。その後、適切なタイミングを見計らって、キャッシュメモリ３４０に記憶されたライトデータを、記憶装置４０に書き込む。
仮想ボリューム５０Ｖを対象とするライトコマンドを受領した場合（S90:YES）、コントローラ３０は、ライトコマンドで指定された仮想ボリューム５０Ｖについて、現在使用中のチャンク９１が有るか否かを判定する（Ｓ９２）。使用中のチャンク９１が有る場合（S92:YES）、後述のＳ９６に移行する。使用中のチャンク９１が無い場合（S92:NO）、コントローラ３０は、仮想ボリューム５０Ｖに新たに割り当てるべきチャンク９１が初期状態になっているか否かを判定する（Ｓ９３）。
通常の場合、図１３に示すフォーマット処理によって、新規チャンクは初期状態に設定されている。それにもかかわらず、新規チャンク９１が初期状態になっていない場合（S93:NO）、エラー処理が行われる（Ｓ９４）。エラー処理では、例えば、初期状態のチャンク９１が存在しない旨を、管理サーバ７０を介してユーザに通知する。
新規チャンク９１が初期状態になっている場合（S93:YES）、コントローラ３０は、チャンク割当て変更処理を行う（Ｓ９５）。チャンク割当て変更処理の詳細は、図１８で述べるが、先に簡単に説明すると、コントローラ３０は、未割当てチャンクキューＱ３０から一つのチャンク９１を選択して仮想ボリューム５０Ｖに対応付け、そのチャンク９１の状態を”割当済み（使用中）”に変更等する。
コントローラ３０は、チャンク９１内の各ページ９２のうち、使用しようとするページ９２が初期状態になっているか否かを判定する（Ｓ９６）。使用しようとするページ９２が初期状態の場合（S96:YES）、ページ割当て変更処理が行われる（Ｓ９７）。
ページ割当て変更処理の詳細は、図１９で後述する。簡単に説明すると、ページ割当て変更処理では、仮想ボリューム５０Ｖに割り当てられるページ９２の状態を”割当済み（使用中）”に変更し、仮想アドレスブロック１０３及びページアドレス情報１０４を更新させる。Ｓ９７の後、Ｓ９８に移る。
使用しようとするページ９２が初期状態ではない場合（S96:NO）、つまり、使用しようとするページ９２が初期設定用のページではない場合、Ｓ９７はスキップされて、Ｓ９８に移る。
コントローラ３０は、ライトデータを記憶させるためのキャッシュセグメントを確保し（Ｓ９８）、さらに、ライトデータを転送するためのＤＭＡ（Direct Memory Access）転送リストを作成する（Ｓ９９）。そして、コントローラ３０は、保証コードのアドレス部分（ＬＡ）を算出し（Ｓ１００）、ホスト２０から受領したライトデータをキャッシュメモリ３４０にＤＭＡ転送させる（Ｓ１０１）。キャッシュメモリ３４０にライトデータを記憶させた後で、コントローラ３０は、ライトコマンドの処理が完了した旨をホスト２０に通知する（Ｓ１０２）。
キャッシュメモリ３４０へのライトデータ書込み完了後に、ホスト２０に処理完了を通知する方式を非同期方式と呼ぶ。これに対し、記憶装置４０にライトデータが書き込まれるのを待ってから、ホスト２０に処理完了を通知する方式を同期方式と呼ぶ。非同期方式または同期方式のいずれを用いても良い。
図１７に移る。コントローラ３０は、ライトデータに設定されている論理アドレスを、記憶装置４０に記憶させるための物理アドレスに変換する（Ｓ１０３）。コントローラ３０は、キャッシュセグメントを確保する（Ｓ１０４）。コントローラ３０は、パリティを生成するために必要な旧データを記憶装置４０から読み出して（Ｓ１０５）、Ｓ１０４で確保したキャッシュセグメントに格納させる。
コントローラ３０は、ホスト２０から受領したライトデータと記憶装置４０から読み出した旧データとに基づいて、新たなパリティを算出する（Ｓ１０６）。コントローラ３０は、キャッシュメモリ３４０に記憶されたライトデータを、記憶装置４０（図１７中、ディスクと表示）に転送して記憶させる（Ｓ１０７）。
コントローラ３０は、キャッシュメモリ３４０に記憶されているライトデータの状態を”ダーティ”から”クリーン”に変更する（Ｓ１０８）。”ダーティ”状態とは、キャッシュメモリ３４０だけに記憶されている状態を示す。”クリーン状態”とは、記憶装置４０に書き込まれた状態を示す。最後に、コントローラ３０は、Ｓ９８及びＳ１０４で確保されたキャッシュセグメントを開放し、本処理を終了する（Ｓ１０９）。
図１８は、図１６中にＳ９５で示されるチャンク割当て変更処理を示すフローチャートである。コントローラ３０は、処理対象チャンク９１の状態を所定の状態に変更させる（Ｓ１１０）。
例えば、新規チャンク９１を仮想ボリューム５０Ｖに割り当てる場合、新規チャンク９１の状態は”未割当て（未使用）”から”割当済み（使用中）”に変更される。また、例えば、仮想ボリューム５０Ｖに割り当てられているチャンク９１を開放する場合、そのチャンク９１の状態は”割当済み（使用中）”から"フォーマット待ち"に変更される。
コントローラ３０は、チャンク９１の状態を変更した後で、そのチャンク９１に対応する仮想アドレスインデックス１０２を更新させる（Ｓ１１１）。さらに、コントローラ３０は、チャンクインデックス１２０を更新させ（Ｓ１１２）、続いて、プール内ＲＡＩＤグループインデックス１１０を更新させる（Ｓ１１３）。
図１９は、図１６中にＳ９６で示されるページ割当て変更処理を示すフローチャートである。コントローラ３０は、処理対象ページ９２の状態を所定の状態に変更させる（Ｓ１２０）。例えば、新規ページ９２を仮想ボリューム５０Ｖ内の仮想的記憶領域５００に割り当てる場合、その新規ページ９２の状態は”未割当て（未使用）”から”割当済み（使用中）”に変更される。また、例えば、仮想ボリューム５０Ｖに割当済みのページ９２を開放する場合、その割当済みページ９２の状態は”割当済み（使用中）”から”フォーマット待ち”に変更される。仮想ボリューム５０Ｖに新たなページ９２を割り当てる方法の詳細については、図２０で後述する。
ページ状態を変更した後、コントローラ３０は、処理対象ページ９２に対応する仮想アドレスブロック１０３を更新させ（Ｓ１２１）、さらに、処理対象ページ９２に対応するページアドレス情報１０４を更新させる（Ｓ１２２）。そして、コントローラ３０は、管理情報（図５に示すテーブル群）を、管理情報退避領域（図９のＳ２３参照）に退避させる（Ｓ１２３）。
図２０は、図１９中のＳ１２０で示される処理の一部を示すフローチャートである。上述の通り、ホスト２０からのライトコマンドに応じて、仮想ボリューム５０Ｖにチャンク単位で実記憶領域が割り当てられ、その割り当てられたチャンク９１内の実ページ９２が順番に使用されていく。割り当てられたチャンク９１を使い切ると、新たなチャンク９１が仮想ボリューム５０Ｖに割り当てられる。以下、図２０を参照しながら、ページ９２の使用方法を説明する。
コントローラ３０は、各ページ９２の状態を管理するためのページ状態管理テーブル１３０を備える。そのテーブル１３０は、例えば、チャンク識別番号の欄Ｃ１３１と、ページ識別番号の欄Ｃ１３２と、ページの状態を示す欄Ｃ１３３とを備える。
ページ状態欄Ｃ１３３には、例えば、”使用中（あるいは割当済み）”、”未使用（あるいは未割当て）”、”開放（あるいはフォーマット待ち）”等のような予め用意されている状態のうちのいずれか一つの状態が設定される。なお、説明の便宜上、ページ状態管理テーブル１３０は、ページアドレス情報１０４と別体の情報であるかのように示すが、実際には、ページアドレス情報１０４だけで各ページの状態を管理できる。
コントローラ３０は、テーブル１３０を参照し、現在使用中のチャンク９１内に未使用ページ９２が有る場合、その未使用ページ９２を使用する（Ｓ１２００）。現在使用中のチャンク９１内に未使用ページ９２が無い場合、コントローラ３０は、テーブル１３０を参照し、現在使用中のチャンク９１内に開放ページ９２が有る場合、その開放されたページ９２を使用する（Ｓ１２０１）。
現在使用中のチャンク９１内に未使用ページ９２も開放ページ９２もいずれも存在しない場合、コントローラ３０は、テーブル１３０を参照し、使用済チャンク９１内の開放ページを使用する（Ｓ１２０２）。つまり、コントローラ３０は、対象の仮想ボリューム５０Ｖについて既に使用されたチャンク９１から、開放されたページ９２を検出して再使用する。
なお、使用済チャンク９１内に開放ページ９２が無い場合、コントローラ３０は、図１６で述べたように、未使用のチャンク９１を仮想ボリューム５０Ｖに対応付け、そのチャンク９１の先頭ページ９２を仮想ボリューム５０Ｖに割り当てる。
図２１は、リードコマンドの処理を示すフローチャートである。コントローラ３０は、ホスト２０から受領したコマンドが、仮想ボリューム５０Ｖを対象とするリードコマンドであるか否かを判別する（Ｓ１３０）。
ホスト２０から受領したコマンドが通常ボリューム５０Ｎへのリードコマンドである場合（S130:NO）、コントローラ３０は、通常のリード処理を実行する（Ｓ１３１）。例えば、コントローラ３０は、ホスト２０から要求されたデータがキャッシュメモリ３４０に記憶されているか否かを判定する。要求されたデータがキャッシュメモリ３４０上に存在する場合、コントローラ３０は、キャッシュメモリ３４０からデータを読み出してホスト２０に送信する。ホスト２０の要求するデータがキャッシュメモリ３４０上に存在しない場合、コントローラ３０は、記憶装置４０からデータを読み出してキャッシュメモリ３４０に記憶させ、そのデータをホスト２０に送信する。
ホスト２０から発行されたコマンドが、仮想ボリューム５０Ｖからデータを読み出すためのリードコマンドである場合（S130:YES）、コントローラ３０は、リード対象の仮想ボリューム５０Ｖについてエクステントロックを取得する（Ｓ１３２）。
リードコマンドは、データの読出し先の論理アドレスを指定する。コントローラ３０は、指定された論理アドレスに対応する仮想的記憶領域５００を検出し、図５に示すテーブル群を参照して、その仮想的記憶領域５００に割り当てられているページ９２の状態を取得する。コントローラ３０は、リード対象のページ９２の状態が”初期状態”であるか否かを判定する（Ｓ１３３）。
リード対象のページ９２が初期状態の場合（S133:YES）、コントローラ３０は、ホスト２０に送信すべきヌルデータがキャッシュメモリ３４０に記憶されているか否かを判定する（Ｓ１４０）。図９のＳ３０で述べたように、プール部６０を作成するときに、キャッシュメモリ３４０の所定のキャッシュセグメントにヌルデータが予め記憶される。従って、通常の場合、Ｓ１４０では”ＹＥＳ”と判定されて、後述のＳ１４１に移る。キャッシュメモリ３４０にヌルデータが記憶されていない場合（S140:NO）、後述のＳ１３５に移り、所定チャンクの所定ページ（例えば、初期設定用ページ）から、ヌルデータが読み出されて、ホスト２０に送信される（Ｓ１３５〜Ｓ１４５）。
Ｓ１３３に戻る。リード対象のページ９２が初期状態では無い場合（S133:NO）、つまり、リード対象ページにライトデータが書き込まれている場合、コントローラ３０は、リード対象データに関するパリティを算出する（Ｓ１３４）。そして、コントローラ３０は、キャッシュセグメントを確保し（Ｓ１３５）、第２通信回路３２０に向けてリード要求を発行する（Ｓ１３６）。コントローラ３０は、論理アドレスを物理アドレスに変換し（Ｓ１３７）、保証コードのアドレス部分（ＬＡ）を算出する（Ｓ１３８）。コントローラ３０は、第２通信回路３２０を介して、記憶装置４０からキャッシュメモリ３４０にリード対象データを転送させる（Ｓ１３９）。
図２２に移る。コントローラ３０は、キャッシュメモリ３４０から第１通信回路３１０にＤＭＡ転送させるための、ＤＭＡ転送リストを設定する（Ｓ１４１）。コントローラ３０は、キャッシュメモリ３４０上に記憶されたデータを、第１通信回路３１０を介してホスト２０に送信させる（Ｓ１４２）。
データの送信が完了すると、コントローラ３０は、Ｓ１３５で確保したキャッシュセグメントを開放し（Ｓ１４３）、エクステントロックも開放する（Ｓ１４４）。最後に、コントローラ３０は、リードコマンドの処理が完了した旨をホスト２０に通知し（Ｓ１４５）、本処理を終了する。
図２３は、仮想ボリューム５０Ｖに割り当てられているページ９２を開放するための処理を示すフローチャートである。コントローラ３０は、割当済みのページ９２を開放させるためのコマンドをホスト２０から受領する（Ｓ１５０）。
コントローラ３０は、図５に示すテーブル群を参照することにより、開放コマンドで指定される論理アドレスに対応するページ９２を検索する（Ｓ１５１）。コントローラ３０は、検出された開放対象のページ９２の関連づけを初期化する（Ｓ１５２）。つまり、仮想ボリューム５０Ｖ内の特定の仮想的記憶領域５００に対応付けられていたページ９２を、その仮想的記憶領域５００から開放させ、初期状態に戻す。
コントローラ３０は、処理が完了した旨をコマンド発行元であるホスト２０に通知する（Ｓ１５３）。続いて、コントローラ３０は、開放されたページをページフォーマット待ちキューにエンキューし（Ｓ１５４）、開放されたページの状態についてページ状態管理テーブル１３０を更新させる（Ｓ１５５）。
このように構成される本実施例では、複数のページ９２を備えるチャンク９１の単位で、仮想ボリューム５０Ｖに実記憶領域を割り当て、かつ、一つのチャンク９１内に複数の仮想ボリューム５０Ｖに関するページ９２を混在させない。つまり、一つのチャンク９１は、一つの仮想ボリューム５０Ｖのみに使用される。
従って、本実施例では、図２４に示すように、物理的記憶領域であるＲＡＩＤグループ９０を効率的に使用することができる。図２４は、本発明の効果を模式的に示す説明図である。図２４（ａ）は、本発明を適用しない場合を示し、図２４（ｂ）は、本発明を適用した場合を示す。
通常ボリューム５０Ｎの場合を先に説明する。通常ボリューム５０Ｎの場合は、ＲＡＩＤグループ９０内の連続した記憶領域を使用することができる。従って、一つのストライプ列に、複数の通常ボリューム５０Ｎに関するデータが混在することは無い。
仮想ボリューム５０Ｖの場合、必要に応じて実記憶領域が割り当てられ、データは離散的に管理される。もしも、仮想ボリュームにページ単位で実記憶領域を割り当てる場合は、同一のストライプ列に複数の仮想ボリュームに関するデータが混在しないように制御する必要がある。何故なら、一つのストライプ列に複数のボリュームが混在すると、パリティ生成等の処理が複雑化し、データ入出力時のオーバーヘッドが増大して、記憶制御装置の性能が低下するためである。
そこで、図２４（ａ）に示すように、各ページの先頭をストライプ列の先頭に一致させるようにして、データを記憶する方法が考えられる。この方法によれば、横一列のストライプ内に、異なるボリュームのデータが混在するという事態は生じない。
しかし、本実施例の記憶制御装置１０は、ＲＡＩＤグループ９０を構成する記憶装置４０の台数を自由に設定することができるため、ページサイズとストライプサイズとは必ずしも一致しない。ページサイズとストライプサイズとが不一致の場合において、ページの先頭をストライプ列の先頭に一致させるようにしてデータを配置すると、図２４（ａ）に空白領域として示すように無駄な領域が発生する。従って、図２４（ａ）に示す方法では、ＲＡＩＤグループ９０の有する実記憶領域を有効に利用することができず、その利用効率が低いという問題がある。
そこで、本発明では、図２４（ｂ）に示すように、実記憶領域をページ単位で仮想ボリュームに割り当てるのではなく、複数ページを有するチャンク９１単位で実記憶領域を仮想ボリュームに割り当てる。そして、上述のように、仮想ボリューム５０Ｖに関するライトコマンドを受領するたびに、チャンク９１内のページ９２を連続的に使用する。チャンク９１内の各ページ９２は、同一の仮想ボリューム５０Ｖに対応付けられる。異なる仮想ボリュームに関するページ９２が同一のチャンク９１内に混在することはない。このように、本実施例によれば、ＲＡＩＤグループ９０の有する実記憶領域を効率的に使用することができる。
本実施例では、上述の通り、仮想ボリューム５０Ｖの識別番号と通常ボリューム５０Ｎの識別番号とを特に区別することなく、各ボリューム５０Ｖ，５０Ｎを連続番号で管理している。また、本実施例では、仮想ボリューム５０Ｖのために使用されるＲＡＩＤグループ９０と、通常ボリューム５０Ｎが設けられるＲＡＩＤグループ９０とを特に区別せずに、連続番号で管理している。従って、本実施例の記憶制御装置１０は、仮想ボリューム５０Ｖと通常ボリューム５０Ｎとを比較的簡易な制御構造で共通に管理し、両方のボリューム５０Ｖ，５０Ｎを混在させることができる。
本実施例では、複数のＲＡＩＤグループ９０からチャンク９１を順番に選択して、仮想ボリューム５０Ｖに割り当てる。従って、プール部６０内の各ＲＡＩＤグループ９０の負荷を均等にすることができる。
本実施例では、図６，図１５で述べたように、仮想ボリューム５０Ｖを作成するときに各テーブル１００−１０４間を関連づけ、仮想ボリューム５０Ｖ内の全ての仮想的記憶領域５００を、初期設定用のページ９２に割り当てる。
従って、本実施例では、仮想ボリューム５０Ｖを正常に作成できた時点で、各仮想的記憶領域５００と実ページ９２との対応付けが正常に行われることを確認できる。つまり、本実施例では、ライトコマンドを受領する前に、仮想ボリューム５０Ｖへのチャンク９１及び初期設定用ページ９２の仮の割り当てが完了している。これにより、仮想ボリューム５０Ｖが正常に動作するか否かを、ライトコマンド受領前に事前に確認することができ、信頼性及び使い勝手が向上する。
さらに、本実施例では、ライトコマンドを受領した場合に、ライトコマンドで指定される論理アドレスに対応する仮想的記憶領域５００の対応付け先を、仮割当てされた初期設定用ページ９２から、所定チャンク９１内の所定ページ９２に切り替えるだけで済む。これにより、比較的速やかにライトコマンドを処理することができ、記憶制御装置１０の応答性能を高めることができる。
本実施例では、同一の仮想ボリューム５０Ｖについて既に使用されたチャンク９１の中から、開放されたページ９２を検出し、別のライト処理のために再使用する。従って、より一層効率良く、ＲＡＩＤグループ９０の有する実記憶領域を利用できる。
本実施例では、仮想ボリューム５０Ｖのアドレス空間を、仮想アドレスインデックス１０２及び仮想アドレスブロック１０３の２段階で管理する。これにより、ホスト２０からのコマンドで指定される論理アドレスの検索範囲を絞り込んで、その論理アドレスに対応するページ９２を速やかに検出することができ、仮想ボリューム５０Ｖに関する応答性能を高めることができる。
図２５〜図２７に基づいて第２実施例を説明する。本実施例を含む以下の各実施例は、第１実施例の変形例に該当する。従って、第１実施例との相違を中心に説明する。本実施例は、記憶制御装置１０内の複数の仮想ボリューム５０ＶＰ，５０ＶＳ間でコピーを行う場合を説明する。
図２５は、本実施例によるシステムの全体構成を模式的に示す説明図である。本実施例の記憶制御装置１０は、複数の仮想ボリューム５０ＶＰ，５０ＶＳを備える。一方の仮想ボリューム５０ＶＰは、正ボリュームであり、他方の仮想ボリューム５０ＶＳは、副ボリュームである。以下の説明では、仮想正ボリューム５０ＶＰ（またはコピー元ボリューム）、仮想副ボリューム５０ＶＳ（またはコピー先ボリューム）と呼ぶ場合がある。
仮想正ボリューム５０ＶＰと仮想副ボリューム５０ＶＳとはコピーペアを形成し、両ボリューム５０ＶＰ，５０ＶＳの記憶内容が一致するように制御される。そのためには、後述のように、まず最初に初期コピーを実行し、次に更新コピーを実行する。
初期コピーとは、仮想正ボリューム５０ＶＰの記憶内容を、仮想副ボリューム５０ＶＳに転送して記憶させるコピーである。初期コピーが完了すると、仮想正ボリューム５０ＶＰと仮想副ボリューム５０ＶＳの記憶内容が一致する。初期コピーの詳細は、図２６で述べる。初期コピーは、形成コピーと呼ばれることもある。
初期コピーの完了後に、仮想正ボリューム５０ＶＰの記憶内容が更新されると、更新データが仮想副ボリューム５０ＶＳに転送されて、仮想副ボリューム５０ＶＳの記憶内容も更新される。この処理を更新コピーと呼ぶ。更新コピーの詳細は、図２７で述べる。
図２６は、仮想ボリューム５０ＶＰ，５０ＶＳ間で初期コピーを行う処理を示すフローチャートである。コントローラ３０は、ホスト２０または管理サーバ７０から、初期コピーを実行させるためのコマンドを受領すると、コピー元ボリューム５０ＶＰ及びコピー先ボリューム５０ＶＳを検索する（Ｓ２００）。
初期コピーコマンドには、コピー元ボリューム５０ＶＰ及びコピー先ボリューム５０ＶＳが指定されている。コントローラ３０は、仮想ボリューム５０Ｖ及び通常ボリューム５０Ｎを一元的に管理するためのボリューム管理テーブル１４０を備えている。
ボリューム管理テーブル１４０は、例えば、各仮想ボリューム５０Ｖ及び各通常ボリューム５０Ｎを識別するためのボリューム番号と、そのボリュームの状態と、そのボリュームの種別と、そのボリュームを構成する記憶装置４０の番号リスト等を管理する。ボリューム管理テーブル１４０を参照することにより、初期コピーコマンドで指定されたボリュームが仮想ボリューム５０Ｖなのか通常ボリューム５０Ｎなのかを判別できる。
コントローラ３０は、仮想ボリューム間での初期コピーが要求されたか否かを判定する（Ｓ２０１）。仮想ボリューム間での初期コピーを要求するコマンドでは無い場合（S201:NO）、コントローラ３０は、通常の初期コピーを行う（Ｓ２０２）。
仮想ボリューム間で初期コピーを行う場合（S201:YES）、コントローラ３０は、仮想副ボリューム５０ＶＳに、チャンク９１及びページ９２を割り当てる（Ｓ２０３）。コントローラ３０は、仮想正ボリューム５０ＶＰの実サイズと仮想副ボリューム５０ＶＳの実サイズとが一致するまで（Ｓ２０４）、仮想副ボリューム５０ＶＳにチャンク９１及びページ９２を割り当てる。実サイズとは、仮想ボリュームに実際に割り当てられているチャンクの合計サイズである。換言すれば、仮想ボリュームに割り当てられている実記憶領域のサイズである。
仮想副ボリューム５０ＶＳの実サイズが仮想正ボリューム５０ＶＰの実サイズと一致すると（S204:YES）、コントローラ３０は、仮想正ボリューム５０ＶＰ及び仮想副ボリューム５０ＶＳについてのエクステントロックをそれぞれ取得し（Ｓ２０５）、さらに、キャッシュセグメントを確保する（Ｓ２０６）。
コントローラ３０は、仮想正ボリューム５０ＶＰに記憶されているデータを、記憶装置４０からキャッシュメモリ３４０に転送して記憶させる（Ｓ２０７）。つまり、仮想正ボリューム５０ＶＰに割り当てられているページ９２からキャッシュメモリ３４０に、仮想正ボリューム５０ＶＰのデータを転送させて記憶させる。
コントローラ３０は、キャッシュ間でデータをコピーさせる（Ｓ２０８）。例えば、ある一つのキャッシュメモリ３４０内の一方のキャッシュセグメントが仮想正ボリューム５０ＶＰに対応付けられており、同一のキャッシュメモリ３４０内の他方の記憶制御装置が仮想副ボリューム５０ＶＳに対応付けられている場合、一方のキャッシュセグメントから他方のキャッシュセグメントにデータが転送される。あるいは、一方のキャッシュメモリ３４０内のキャッシュセグメントが仮想正ボリューム５０ＶＰに対応付けられており、他方のキャッシュメモリ３４０内のキャッシュセグメントが仮想副ボリューム５０ＶＳに対応付けられている場合、一方のキャッシュメモリ３４０内のキャッシュセグメントから他方のキャッシュメモリ３４０内のキャッシュセグメントにデータが転送される。
コントローラ３０は、差分管理テーブル１５０内の差分ビットをオフに設定し（Ｓ２０９）、仮想正ボリューム５０ＶＰと仮想副ボリューム５０ＶＳとのコピーペアの状態を”コピー中”から”ペア”に変更する（Ｓ２１０）。なお、”ペア”状態とは、仮想正ボリューム５０ＶＰから仮想副ボリューム５０ＶＳへの初期コピーが完了したことを示す状態である。
差分管理テーブル１５０は、仮想正ボリューム５０ＶＰの記憶内容と仮想副ボリューム５０ＶＳの記憶内容との差分を管理するためのテーブルである。差分管理テーブル１５０は、所定の管理単位で差分を管理することができる。差分の生じている領域はオン状態に設定され、差分の生じていない領域はオフ状態に設定される。
図２７は、更新コピーを示すフローチャートである。例えば、仮想正ボリューム５０ＶＰ内で更新されたデータの合計サイズが所定値に達した場合等に、仮想正ボリューム５０ＶＰから仮想副ボリューム５０ＶＳへの更新コピーが開始される。
更新コピーの契機が生じると、コントローラ３０は、仮想ボリューム間の更新コピーであるか否かを判定する（Ｓ２２０）。仮想ボリューム間の更新コピーではない場合（S220:NO）、通常の更新コピー処理が行われる（Ｓ２２１）。
仮想ボリューム間の更新コピーの場合（S220:YES）、コントローラ３０は、プール部３０の状態が正常であるか否かを判定する（Ｓ２２２）。プール部６０の状態が正常では無い場合（S222:NO）、エラー処理が行われる（Ｓ２２７）。エラー処理では、ユーザにエラーメッセージを通知し、コピーペアの状態を”ペアサスペンド”に変更する。
プール部６０の状態が正常な場合（S222:YES）、コントローラ３０は、仮想副ボリューム５０ＶＳに新たに割り当てるべきページ数を算出する（Ｓ２２３）。コントローラ３０は、プール部６０内に、Ｓ２２３で算出された分以上の未使用ページ９２が有るか否かを判定する（Ｓ２２４）。
必要量以上の未使用ページがプール部６０内に存在する場合（S224:YES）、コントローラ３０は、更新コピーに必要な数の未使用ページ９２を仮想副ボリューム５０ＶＳに割り当てる（Ｓ２２５）。コントローラ３０は、仮想正ボリューム５０ＶＰから仮想副ボリューム５０ＶＳに、両ボリューム５０ＶＰ，５０ＶＳ間の差分データを転送させ、その差分データを仮想副ボリューム５０ＶＳに記憶させる（Ｓ２２６）。
このように構成される本実施例も第１実施例と同様の効果を奏する。さらに、本実施例では、仮想ボリューム同士でコピーペアを形成する場合に、コピーに必要な数だけ、仮想副ボリューム５０ＶＳに未使用ページ９２を割り当てることができる。従って、プール部６０内の実記憶領域を効率的に使用して、コピーペアを形成することができる。
図２８に基づいて第３実施例を説明する。本実施例では、処理待ちチャンクキューＱ２０及び未割当てチャンクキューＱ３０をＲＡＩＤグループ毎に用意し、各ＲＡＩＤグループ９０から所定の順番でチャンク９１を取り出して使用する。
第１実施例では、図１２に示すように、未割当てチャンクキューＱ３０を一つだけ用意しており、各ＲＡＩＤグループ９０内のフォーマット済チャンクが所定の順番で、未割当てチャンクキューＱ３０にエンキューされる。
上述の通り、仮想ボリューム５０Ｖへのライトアクセスに応じて、未割当てチャンクキューＱ３０から未使用チャンク９１が選択されて、仮想ボリューム５０Ｖに割り当てられていく。従って、一つのホスト２０が一つの仮想ボリューム５０Ｖのみを使用するような場合には、その仮想ボリューム５０Ｖに各ＲＡＩＤグループ９０内のチャンク９１が順番に割り当てられ、各ＲＡＩＤグループ９０の負荷は均等になる。
これに対し、複数のホスト２０がそれぞれ異なる仮想ボリューム５０Ｖを使用するような場合には、ライトアクセスの頻度、ライトアクセスのタイミング、及び、ライトデータサイズの大小等の理由によって、各仮想ボリューム５０Ｖに各ＲＡＩＤグループ９０内のチャンク９１が均等に割り当てられない可能性が生じる。各仮想ボリューム５０Ｖを構成するチャンク９１が特定のＲＡＩＤグループ９０に偏ると、各ＲＡＩＤグループ９０間で負荷を均等に分散させることができない場合がある。
そこで、本実施例では、各ＲＡＩＤグループ９０毎に、処理待ちチャンクキューＱ２０及び未割当てチャンクキューＱ３０を用意する。従って、図１８に示すチャンク割り当て変更処理では、仮想ボリューム５０Ｖに未使用チャンク９１を割り当てる場合、各ＲＡＩＤグループ９０から順番に未使用チャンク９１を選択して割り当てる（Ｓ１１０）。
このように構成される本実施例も第１実施例と同様の効果を奏する。さらに、本実施例では、各ＲＡＩＤグループ毎にチャンクを管理するためのキューＱ１０−Ｑ３０を用意するため、各ＲＡＩＤグループ９０から各仮想ボリューム５０Ｖに割り当てられるチャンク９１の数を均等にして、負荷を分散させることができる。
さらに、本実施例では、各ＲＡＩＤグループ毎にキューＱ１０−Ｑ３０を用意するため、ＲＡＩＤレベルの異なるチャンク９１を均等に用いて仮想ボリューム５０Ｖを構成することも可能となる。
なお、本発明は、上述した実施形態に限定されない。当業者であれば、例えば、上記各実施例を適宜組み合わせる等のように、本発明の範囲内で、種々の追加や変更等を行うことができる。

Claims (16)

  1. 複数の仮想ボリュームと、
    ＲＡＩＤグループを構成する複数の記憶装置に基づいて形成される複数の第１実記憶領域を含むプールと、
    前記複数の第１実記憶領域のそれぞれを複数の第２実記憶領域に分割して管理し、計算機から前記複数の仮想ボリュームのうちの第１仮想ボリュームへの第１ライト要求に応じて、前記複数の第１実記憶領域の一つを排他的に一つの前記第１仮想ボリュームへ割り当て、前記第１仮想ボリュームに割り当てられた前記第１実記憶領域に含まれる前記複数の第２実記憶領域のうち所定の第２実記憶領域に、前記第１ライト要求にともなう第１データを書き込み、前記計算機から前記第１仮想ボリュームへの、前記第１ライト要求が指定するアドレスとは異なる任意のアドレスを指定する第２ライト要求に応じて、前記第２ライト要求にともなう第２データを、前記第１仮想ボリュームに割り当てられた前記第１実記憶領域に含まれる前記複数の第２実記憶領域のうち前記所定の第２実記憶領域とは異なる第２実記憶領域に書き込む制御部と、
    を備える記憶制御装置。
  2. 前記制御部は、
    前記第１ライト要求が指定する前記第１仮想ボリュームのアドレスに前記所定の第２実記憶領域を対応付け、前記第１ライト要求に伴う前記第１データを前記所定の第２実記憶領域に書き込み、
    前記第１実記憶領域が前記第１仮想ボリュームに割当てられた状態で、前記所定の第２実記憶領域を開放する、
    請求項１に記載の記憶制御装置。
  3. 前記制御部は、前記仮想ボリュームに対応付けられた前記第２実記憶領域を開放させるための開放指示を受領した場合に、前記開放指示により指定される前記第２実記憶領域を開放するようになっており、さらに、
    前記制御部は、前記第１実記憶領域に含まれる前記複数の第２実記憶領域のうち、前記開放指示により開放された前記第２実記憶領域を、前記所定の第２実記憶領域として前記仮想ボリュームに対応付ける、
    請求項２載の記憶制御装置。
  4. 前記制御部は、
    前記計算機から前記複数の仮想ボリュームのうちの第２仮想ボリュームへの第３ライト要求に応じて、前記第１実記憶領域とは異なる第１実記憶領域を排他的に前記第２仮想ボリュームへ割り当て、前記第２仮想ボリュームに割当てられた第１実記憶領域に含まれる前記複数の第２実記憶領域のうち所定の第２実記憶領域に、前記第３ライト要求に伴う第３データを書き込む、
    請求項２に記載の記憶制御装置。
  5. 前記ＲＡＩＤグループは複数設けられており、
    前記制御部は、前記各ＲＡＩＤグループ間で負荷を分散させるように、前記各ＲＡＩＤグループに含まれる前記各第１実記憶領域を所定の順番で前記仮想ボリュームに対応付ける、
    請求項４に記載の記憶制御装置。
  6. 前記制御部は、使用済の第１実記憶領域内に空いている第２実記憶領域が無い場合、未使用の前記各第１実記憶領域の中からいずれか一つの前記第１実記憶領域を選択し、その第１実記憶領域内の第２実記憶領域を、前記所定の第２実記憶領域として前記仮想ボリュームに対応付ける、
    請求項１に記載の記憶制御装置。
  7. 前記制御部は、現在使用中の前記第１実記憶領域内に前記空いている第２実記憶領域としての開放された第２実記憶領域が存在しない場合には、前記現在使用中の前記第１実記憶領域よりも前に使用済の第１実記憶領域に含まれる前記各第２実記憶領域のうち、開放指示により開放された前記第２実記憶領域を選択して、前記所定の第２実記憶領域として前記仮想ボリュームに対応付ける、
    請求項６に記載の記憶制御装置。
  8. 前記ＲＡＩＤグループは複数設けられており、
    前記各ＲＡＩＤグループに含まれる前記各第１実記憶領域は、フォーマットされる場合に、前記各ＲＡＩＤグループから所定の順番に選択されて未割当てキューに接続されており、
    前記制御部は、前記第１仮想ボリュームを生成する場合に、前記第１仮想ボリューム内の各仮想的記憶領域を、別の所定の第２実記憶領域に対応付けることにより、前記第１仮想ボリュームを正常に生成できたか否かを確認し、さらに、前記制御部は、前記第１仮想ボリュームに対応付けられた前記第２実記憶領域を開放させるための開放指示を受領した場合には、前記開放指示により指定される前記第２実記憶領域を開放するようになっており、さらに、
    前記制御部は、
    （１）現在使用中の前記第１実記憶領域が有る場合には、前記現在使用中の前記第１実記憶領域に含まれる前記各第２実記憶領域のうち、前回選択された前記第２実記憶領域に連続する未使用の第２実記憶領域を選択して、前記第２ライト要求に対応する前記仮想的記憶領域に対応付け、
    （２）前記現在使用中の前記第１実記憶領域内に前記未使用の前記第２実記憶領域が無い場合には、前記現在使用中の前記第１実記憶領域に含まれる前記各第２実記憶領域のうち、前記開放指示により開放された前記第２実記憶領域を選択して、前記第２ライト要求に対応する前記仮想的記憶領域に対応付け、
    （３）前記現在使用中の前記第１実記憶領域内に前記開放された前記第２実記憶領域が存在しない場合には、前記現在使用中の前記第１実記憶領域よりも前に使用された使用済の第１実記憶領域に含まれる前記各第２実記憶領域のうち、前記開放指示により開放された前記第２実記憶領域を選択して、前記第２ライト要求に対応する前記仮想的記憶領域に対応付け、
    （４）前記使用済の前記第１実記憶領域内に前記開放された前記第２実記憶領域が無い場合には、前記未割当てキューに接続されている前記各第１実記憶領域のうち先頭の前記第１実記憶領域を選択し、その第１実記憶領域内の最初の第２実記憶領域を選択して、前記第２ライト要求に対応する前記仮想的記憶領域に対応付ける、
    請求項１に記載の記憶制御装置。
  9. 前記制御部は、
    （１）前記各ＲＡＩＤグループに含まれる前記各第１実記憶領域をフォーマットする場合に、前記各ＲＡＩＤグループに含まれる前記各第１実記憶領域を、前記所定の順番で、一つの未割当てキューに接続し、
    （２）フォーマット済の前記第１実記憶領域を使用する場合には、前記未割当てキューに接続されている前記各第１実記憶領域のうち先頭の前記第１実記憶領域を選択する、
    請求項５に記載の記憶制御装置。
  10. 前記各ＲＡＩＤグループ毎に未割当てキューが予め用意されており、
    前記制御部は、
    （１）前記各ＲＡＩＤグループに含まれる前記各第１実記憶領域をフォーマットする場合に、前記各ＲＡＩＤグループの前記各第１実記憶領域を、 前記各ＲＡＩＤグループに対応する前記未割当てキューにそれぞれ接続し、
    （２）フォーマット済の前記第１実記憶領域を使用する場合には、前記各未割当てキューに接続されている前記各第１実記憶領域を、前記所定の順番で取り出して使用する、
    請求項５に記載の記憶制御装置。
  11. 前記制御部は、前記仮想ボリュームを生成する場合に、前記仮想ボリューム内の各仮想的記憶領域を、ゼロデータが格納された特定の第２実記憶領域に対応付ける、
    請求項１に記載の記憶制御装置。
  12. 旧請求項７ベース
    前記制御部は、前記ライト要求を受領した場合に、前記ライト要求に対応する前記仮想的記憶領域の対応付け先を、前記特定の第２実記憶領域から前記所定の第２実記憶領域に切り替える、
    請求項１１に記載の記憶制御装置。
  13. 前記仮想ボリュームは複数存在し、
    前記ＲＡＩＤグループとは別のＲＡＩＤグループであって、前記ＲＡＩＤグループと連番で管理される別のＲＡＩＤグループと、
    前記別のＲＡＩＤグループに基づいて生成される通常の論理ボリュームであって、前記各仮想ボリュームと連番で管理される通常の論理ボリュームと、を備え、
    前記制御部は、前記通常の論理ボリュームに関するライト要求を受領した場合には、前記別のＲＡＩＤグループの記憶領域に前記通常の論理ボリュームに関するライト要求にともなうライトデータを書き込ませる、
    請求項１に記載の記憶制御装置。
  14. 前記仮想ボリュームに記憶される第１データおよび第２データには、所定サイズ毎に保証コードが設定されており、前記保証コードは、前記ＲＡＩＤグループを識別するためのデータと、前記第１実記憶領域を識別するためのデータと、前記第１実記憶領域内における前記第２実記憶領域を識別するためのデータとを含んでいる、
    請求項１に記載の記憶制御装置。
  15. 仮想ボリュームを制御するための方法であって、
    複数の仮想ボリュームと、ＲＡＩＤグループを構成する複数の記憶装置に基づいて形成される複数の第１実記憶領域を含むプールと、制御部とを備え、
    前記制御部は、
    前記複数の第１実記憶領域のそれぞれを複数の第２実記憶領域に分割して管理し、
    計算機から前記複数の仮想ボリュームのうちの第１仮想ボリュームへの第１ライト要求に応じて、前記複数の第１実記憶領域の一つを排他的に一つの前記第１仮想ボリュームへ割り当て、前記第１仮想ボリュームに割り当てられた前記第１実記憶領域に含まれる前記複数の第２実記憶領域のうち所定の第２実記憶領域に、前記第１ライト要求にともなう第１データを書き込み、
    前記計算機から前記第１仮想ボリュームへの、前記第１ライト要求が指定するアドレスとは異なる任意のアドレスを指定する第２ライト要求に応じて、前記第２ライト要求にともなう第２データを、前記第１仮想ボリュームに割り当てられた前記第１実記憶領域に含まれる前記複数の第２実記憶領域のうち前記所定の第２実記憶領域とは異なる第２実記憶領域に書き込む、
    仮想ボリュームの制御方法。
  16. 複数の仮想ボリュームと、
    ＲＡＩＤグループを構成する複数の記憶装置に基づいて形成される複数の第１実記憶領域を含むプールと、
    前記複数の第１実記憶領域のそれぞれを複数の第２実記憶領域に分割して管理し、
    計算機から前記複数の仮想ボリュームのうちの第１仮想ボリュームへの第１ライト要求を受信した場合、前記複数の第１実記憶領域の一つを排他的に一つの前記第１仮想ボリュームへ割り当て、前記第１仮想ボリュームに割り当てられた第１実記憶領域に含まれる前記複数の第２実記憶領域のうち所定の第２実記憶領域に、前記第１ライト要求にともなう第１データを書き込み、
    前記計算機から前記第１仮想ボリュームへの第２ライト要求を受信した場合、前記第２ライト要求が指定するアドレスが前記第１ライト要求が指定するアドレスとは異なるいずれのアドレスであっても、前記第２ライト要求にともなう第２データを、前記第１仮想ボリュームに割り当てられた第１実記憶領域に含まれる前記複数の第２実記憶領域のうち前記所定の第２実記憶領域とは異なる第２実記憶領域に書き込む制御部と、
    を備える記憶制御装置。
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