JP6876288B2 - ストレージ管理装置、ストレージシステム、ストレージ管理方法およびプログラム - Google Patents

Description

本発明は、ストレージ管理装置、ストレージシステム、ストレージ管理方法およびプログラムに関する。

記憶装置におけるデータの復旧に関して幾つかの技術が提案されている。
例えば、特許文献１には、同一ディスクアレイ内でのディスクドライブの多重故障により当該ディスクアレイが閉塞した場合に、当該ディスクアレイの復旧を容易にするための、ディスクアレイのエラー回復方法が記載されている。
この方法では、ディスクアレイ装置は、ディスクドライブの多重故障により当該ディスクアレイを閉塞する際、その閉塞直前の当該ディスクアレイの構成及び稼働状態の情報を記憶しておく。

ユーザ操作によるリカバリ要求が与えられると、ディスクアレイ装置は、閉塞直前のディスクアレイの構成及び稼働状態の情報を読み出す。そして、ディスクアレイ装置は、読み出した情報に基づき、当該ディスクアレイを閉塞直前の状態に強制的に戻す。それと共に、ディスクアレイ装置は、読み出した情報を、現在の当該ディスクアレイの構成及び稼働状態の情報の記憶領域に上書きする。

特開２００２−３７３０５９号公報

上記のように、ディスクアレイが閉塞された場合、閉塞状態から容易に復旧できることが好ましい。一方、論理ディスクが再構築された場合、再構築前のデータを取得できなくなる可能性がある。論理ディスクが再構築された場合に、再構築前のデータを取得できることが好ましい。

本発明は、上述の課題を解決することのできるストレージ管理装置、ストレージシステム、ストレージ管理方法およびプログラムを提供することを目的としている。

本発明の第１の態様によれば、ストレージ管理装置は、物理ディスクを用いて構築された論理ディスクを再構築する場合に、前記物理ディスクの記憶領域のうち再構築前の論理ディスクの未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスクのアドレスと再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを決定する論理ディスク構築部と、前記論理ディスク構築部が論理ディスクを再構築する場合に、再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶するデータ格納領域情報記憶部と、を備える。

本発明の第２の態様によれば、ストレージシステムは、物理ディスクと、ストレージ管理装置とを備え、前記ストレージ管理装置は、前記物理ディスクを用いて構築された論理ディスクを再構築する場合に、前記物理ディスクの記憶領域のうち再構築前の論理ディスクの未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスクのアドレスと再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを決定する論理ディスク構築部と、前記論理ディスク構築部が論理ディスクを再構築する場合に、再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶するデータ格納領域情報記憶部と、を備える。

本発明の第３の態様によれば、ストレージ管理方法は、物理ディスクを用いて構築された論理ディスクを再構築する場合に、前記物理ディスクの記憶領域のうち再構築前の論理ディスクの未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスクのアドレスと再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを決定する工程と、再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶する工程と、を含む。

本発明の第４の態様によれば、プログラムは、コンピュータに、物理ディスクを用いて構築された論理ディスクを再構築する場合に、前記物理ディスクの記憶領域のうち再構築前の論理ディスクの未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスクのアドレスと再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを決定する工程と、再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶する工程と、を実行させるためのプログラムである。

この発明によれば、論理ディスクが再構築された場合に、再構築前のデータを取得できる。

実施形態に係るディスクアレイ装置の構成例を示す概略ブロック図である。 実施形態に係るディスクアレイコントローラ装置が、論理ディスクにデータの書き込みを行う際の、論理ディスクの記憶領域の状態の例を示す図である。 実施形態に係る論理ディスクの削除後に、削除前と同じ物理ディスクが、削除前と同じＲＡＩＤレベル、および、削除前と論理ディスク容量の論理ディスクを構成する場合の、論理ディスクの記憶領域の状態の例を示す図である。 実施形態に係るプロセッサ部が、論理ディスクの再構築前のデータにアクセスする場合の、論理ディスクの記憶領域の状態の例を示す図である。 実施形態に係るストレージ管理装置の構成の例を示す図である。 実施形態に係るストレージシステムの構成の例を示す図である。 少なくとも１つの実施形態に係るコンピュータの構成を示す概略ブロック図である。

以下、本発明の実施形態を説明するが、以下の実施形態は請求の範囲にかかる発明を限定するものではない。また、実施形態の中で説明されている特徴の組み合わせの全てが発明の解決手段に必須であるとは限らない。
図１は、実施形態に係るディスクアレイ装置の構成例を示す概略ブロック図である。図１に示す構成で、ディスクアレイ装置１０は、ディスクアレイコントローラ装置２０と、第１物理ディスク４１と、第２物理ディスク４２と、第３物理ディスク４３とを備える。第１物理ディスク４１と、第２物理ディスク４２と、第３物理ディスク４３とを総称して、物理ディスク４０と表記する。

ディスクアレイコントローラ装置２０は、プロセッサ部２１と、復旧指示回路２２と、通信部２８と、警報出力部２９とを備える。復旧指示回路２２は、管理領域バックアップ２３と、進捗メータ２４と、容量メータ２５と、アドレス変換テーブル２６と、ＲＡＩＤ構成ジャーナル２７とを記憶する機能を有する。
また、ディスクアレイコントローラ装置２０は、上位装置９０と通信を行う。上位装置９０は、バックアップ装置６０とも通信を行う。ディスクアレイ装置１０と、バックアップ装置６０と、上位装置９０との組み合わせを、情報処理システム１と称する。

以下では、ディスクアレイ装置１０が、ＲＡＩＤ（Redundant Array of Inexpensive Disk drives）のストレージとして機能する場合を例に説明する。ＲＡＩＤとは、複数のディスク（物理ディスク）を組み合わせ、論理的に１つの仮想的なディスク（論理ディスク）として使用するための技術である。ＲＡＩＤは、例えば、ストレージの信頼性および性能を高めることを目的として用いられる。ＲＡＩＤでは構成によりＲＡＩＤレベルが定義される。例えば、ＲＡＩＤ１、ＲＡＩＤ５、および、ＲＡＩＤ６などが使用されている。

ここでいう物理ディスクは、例えば、ＨＤＤ（Hard Disk Drive）またはＳＤＤ（Solid Disk Drive）等のストレージ装置である。
ここでいう論理ディスクは、物理ディスクを論理的に分割または結合して、ＯＳ（Operating System）から見て１つのストレージとして振舞うように構成したものである。ＲＡＩＤでは特に、複数の物理ディスクを束ねて１つの論理ディスクを構築する。従って、この場合、ＲＡＩＤで構成された仮想的なディスクが論理ディスクと呼ばれる。

図１の例では、第１物理ディスク４１と、第２物理ディスク４２と、第３物理ディスク４３とを束ねて論理ディスク５０が構築されている。論理ディスク５０は、上位装置９０から見て１つのストレージとして振舞う。
但し、ディスクアレイ装置１０が備える物理ディスク４０の個数は３つに限定されない。ディスクアレイ装置１０が２つ以上の物理ディスク４０を備えていればＲＡＩＤを実行可能である。

さらには、ディスクアレイ装置１０が備える物理ディスク４０の個数が１つであってもよい。１つの物理ディスク４０を用いて１つの論理ディスク５０が構築されていてもよいし、１つの物理ディスク４０の記憶領域が複数に分割され、分割された記憶領域毎に論理ディスク５０が構築されていてもよい。
ディスクアレイ装置１０は、ストレージシステムの例に該当する。ここでいうディスクアレイ装置は、物理ディスクを１つ以上備える装置である。ここでいうストレージシステムは、記憶領域を提供するシステムである。

ＲＡＩＤには、ソフトウェアでＲＡＩＤを実行するソフトウェアＲＡＩＤと、ハードウェアでＲＡＩＤを実行するハードウェアＲＡＩＤとがある。以下では、ディスクアレイ装置１０が、ハードウェアＲＡＩＤにてＲＡＩＤを実行する場合を例に説明する。但し、ディスクアレイ装置１０が、ソフトウェアＲＡＩＤにてＲＡＩＤを実行するようにしてもよい。

物理ディスクを制御してハードウェアＲＡＩＤを実行する機構は、ディスクアレイコントローラ、または、ＲＡＩＤコントローラなどと呼称される。図１の例では、ディスクアレイコントローラ装置２０が、これに該当する。ディスクアレイコントローラ装置２０は、ストレージ管理装置の例に該当する。ここでいうストレージ管理装置は、物理ディスクを管理する装置である。特に、ストレージ管理装置は、物理ディスクを用いて論理ディスクを構築する。

ディスクアレイコントローラは配下の論理ディスクに対しては、ＯＳ、ＯＳが作成したパーティション、マスターブートレコード（Master Boot Record；ＭＢＲ）などの論理的な要素を意識することはなく、論理ディスクの先頭から機械的にＲＡＩＤ構成に従って読み書きを行う。このことからすれば、理論的には、一度論理ディスクが削除された場合でも削除前と同じ物理ディスクを用いて削除前と同じ構成で論理ディスクを再構築すれば、論理ディスク内のデータにアクセスできると考えられる。

しかし、ディスクアレイコントローラには、論理ディスクの削除時に先頭部分のデータを消去するもの、および、論理ディスクの構築時の設定によってはデータの一部に対して初期化処理を実行するものがある。ユーザの誤操作によってディスクアレイコントローラが、論理ディスクを削除して先頭部分のデータを消去した場合、あるいは、論理ディスクの再構築時に初期化処理を行った場合、ＭＢＲ等の管理領域のデータを読み出せなくなる可能性がある。管理領域のデータを読み出せない場合、論理ディスク内にデータが残っていてもそのデータにアクセスできなくなり、データの復旧が困難になる。
また、論理ディスクの再構築前のデータの格納領域に対して、再構築後に別のデータが書き込まれると、データの書き込みによって再構築前のデータは失われてしまう。

そこで、ディスクアレイコントローラ装置２０では、復旧指示回路２２が、論理ディスク５０の管理領域のデータを記憶しておく。特に、ディスクアレイコントローラ装置２０が論理ディスク５０の再構築を行う際、復旧指示回路２２は、再構築前の論理ディスク５０の管理領域のデータを記憶しておく。これによって、論理ディスク５０から再構築前の管理領域のデータを読み出せなくなった場合でも、復旧指示回路２２が記憶しているデータを用いることで、再構築前の論理ディスク５０内のデータにアクセス可能である。
復旧指示回路２２は、データ格納領域情報記憶部の例に該当する。

また、ディスクアレイコントローラ装置２０では、プロセッサ部２１が、論理ディスク５０を再構築する場合に、物理ディスク４０の記憶領域のうち再構築前の論理ディスク５０の未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスク４０のアドレスと再構築後の論理ディスク５０のアドレスとの対応付けを決定する。これによって、再構築後の論理ディスク５０にデータが書き込まれても、再構築前のデータに再構築後のデータが上書きされることを回避できる。

例えば、プロセッサ部２１が、物理ディスク４０の記憶領域のうち再構築前の論理ディスク５０の未使用領域に割り当てられていた領域を全て使用した後、再構築前の論理ディスク５０でデータが書き込まれていた領域を使用するように、論理ディスク５０のアドレスとの対応付けを決定するようにしてもよい。この場合、再構築後の論理ディスク５０にデータが書き込まれても、再構築前の論理ディスク５０の未使用領域の容量分までは、再構築前のデータに再構築後のデータが上書きされることを回避できる。
プロセッサ部２１は、論理ディスク構築部の例に該当する。

プロセッサ部２１は、ＲＡＩＤ制御を行うなど、物理ディスク４０の各々を管理する。特に、プロセッサ部２１は、物理ディスク４０を用いて論理ディスク５０を構築する。上位装置９０から論理ディスク５０へのデータの読み出し要求または書き込み要求を受けた場合、プロセッサ部２１は、要求に示される論理アドレスを物理アドレスに変換してデータの読み出しまたは書き込みを実行する。ここでいう論理アドレスは、論理ディスク５０のアドレスである。物理アドレスは、物理ディスク４０の何れかを特定する情報と、特定された物理ディスク４０のアドレスとの組み合わせである。

また、プロセッサ部２１は、上位装置９０からの要求に応じて論理ディスク５０の再構築を行う。再構築前と同じ物理ディスク４０を用いて論理ディスク５０を再構築する場合、プロセッサ部２１は、物理ディスク４０の記憶領域のうち再構築前の論理ディスク５０の未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスク４０のアドレスと再構築後の論理ディスク５０のアドレスとの対応付けを決定する。
物理ディスク４０が新たに追加され、論理ディスク５０の未使用領域に組み込まれる場合も、プロセッサ部２１が、上記と同様にアドレスの対応付けを決定するようにしてもよい。
プロセッサ部２１は、プロセッサを用いて構成されている。プロセッサ部２１は、プログラムを読み込み、読み込んだプログラムに従って各種処理を実行する。

復旧指示回路２２は、論理ディスク５０のデータの復旧を支援する。特に、復旧指示回路２２は、論理ディスク５０の管理情報、および、管理情報の履歴を記憶する記憶部として機能する。ここでいうデータの復旧は、故障又は論理ディスク５０の再構築など何らかの理由で論理ディスク５０に書き込まれたデータの読み出しが困難になった場合に、そのデータの読み出しを可能にすることである。ここでいう管理情報は、物理ディスク４０または論理ディスク５０にアクセスするための情報である。

特に、復旧指示回路２２は、管理領域バックアップ２３、進捗メータ２４、容量メータ２５、アドレス変換テーブル２６、および、ＲＡＩＤ構成ジャーナル２７の各種情報を記憶する。
管理領域バックアップ２３は、論理ディスク５０が管理情報を記憶している管理領域およびＤＤＦ領域のバックアップデータである。すなわち、管理領域バックアップ２３は、論理ディスク５０の管理情報のコピーである。

進捗メータ２４は、論理ディスク５０にデータが書き込まれた最後尾の論理アドレスを示す情報である。進捗メータ２４は、論理ディスク５０における使用領域（データが書き込まれた領域）と未使用領域との（未だデータが書き込まれていない領域）との境界を示す。
容量メータ２５は、論理ディスク５０の記憶容量のうちどれだけの容量が使用されているかを示す情報である。すなわち、容量メータ２５は、論理ディスク５０における使用領域の容量を示す。

アドレス変換テーブル２６は、上述した、物理ディスク４０の記憶領域のうち再構築前の論理ディスク５０の未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するような、物理ディスク４０のアドレスと再構築後の論理ディスク５０のアドレスとの対応付けを実現するための、アドレス変換テーブルである。
例えば、論理アドレスと物理アドレスとの対応付け固定としておき、アドレス変換テーブル２６が、実際の論理アドレスと擬似的な論理アドレスとの対応付けを示すようにしてもよい。例えば後述するように、アドレス変換テーブル２６が、実際の論理アドレスとは逆向きの擬似的な論理アドレスを示すようにしてもよい。
あるいは、プロセッサ部２１が、論理ディスク５０の再構築の前後で論理アドレスと物理アドレスとの対応付けを変更し、アドレス変換テーブル２６が、論理ディスク５０の再構築後の、論理アドレスと物理アドレスとの対応付けを示すようにしてもよい。

ＲＡＩＤ構成ジャーナル２７は、論理ディスク５０の構築における物理ディスク４０の構成の履歴情報である。特に、ＲＡＩＤ構成ジャーナル２７は、論理ディスク５０が再構築された場合に、再構築前の状態におけるアドレス変換テーブル２６の情報、および、データ（特に、ユーザデータ）が書き込まれている領域を示す情報を示す。ここでいうユーザデータは、上位装置９０からのアクセス要求（書き込み要求または読み出し要求）の対象となるデータである。ユーザデータが書き込まれている領域をユーザデータ領域と称する。
論理ディスク５０が再構築された後であっても、再構築前のデータが上書き等によって失われていなければ、ＲＡＩＤ構成ジャーナル２７を参照して再構築前のデータにアクセス可能である。

通信部２８は、他の装置と通信を行う。特に通信部２８は、上位装置９０と通信を行う。
警報出力部２９は、プロセッサ部２１の制御に従って各種警報を出力する。特に、警報出力部２９は、物理ディスク４０の記憶領域のうち、再構築前の論理ディスク５０の未使用領域に割り当てられていた領域、かつ、再構築後の論理ディスク５０の未使用領域に割り当てられている領域の容量が所定の閾値以下になった場合に、再構築前のデータが失われる可能性がある旨の警報を出力する。

バックアップ装置６０は記憶装置であり、上位装置９０の制御に従って、ディスクアレイ装置１０が記憶しているデータの一部のバックアップデータを記憶する。
上位装置９０は、ディスクアレイ装置１０およびバックアップ装置６０を外部記憶装置として用いる装置である。上位装置９０は、例えばパソコン（Personal Computer；ＰＣ）またはワークステーション（Workstation）等のコンピュータであってもよい。

次に、図２〜図４を参照して、プロセッサ部２１が行う、物理ディスク４０のアドレスと論理ディスク５０のアドレスとの対応付けについて説明する。
図２は、ディスクアレイコントローラ装置２０が、論理ディスク５０にデータの書き込みを行う際の、論理ディスク５０の記憶領域の状態の例を示す図である。後述する論理ディスク５０の状態と区別するため、図２の状態における論理ディスク５０を、第１論理ディスク５０Ａとも称する。

第１論理ディスク５０Ａでは、矢印で示すように、物理ディスク４０のアドレスの向きと同じ向きに、第１論理ディスク５０Ａのアドレスが設定されている。従って、物理ディスク４０のアドレスが大きくなるほど、そのアドレスに対応付けられる第１論理ディスク５０Ａのアドレスも大きくなる。
アドレス変換テーブル２６が、上述した擬似的な論理アドレスを示す場合、第１論理ディスク５０Ａのアドレスを実際の論理アドレスとして用いることができる。

第１論理ディスク５０Ａの記憶領域の末尾には、ＤＤＦ領域Ａ１４が設けられている。第１論理ディスク５０Ａは、ＲＡＩＤレベル、第１論理ディスク５０Ａ自身の容量、第１論理ディスク５０Ａ自身を構成する物理ディスク４０等の情報を、ＤＤＦ領域Ａ１４に記憶する。図２の例では、第１論理ディスク５０Ａを構成する物理ディスク４０は、第１物理ディスク４１、第２物理ディスク４２、および、第３物理ディスク４３である。ＤＤＦ領域Ａ１４は、ディスクアレイコントローラ装置２０のプロセッサ部２１によって管理される。特に、プロセッサ部２１が、ＤＤＦ領域Ａ１４へのデータの書き込みを行う。

プロセッサ部２１は、マスターブートレコード等を含む管理領域Ａ１１の後に、ユーザデータを書き込んでいく。ここでは、ユーザデータが書き込まれた領域を、ユーザデータ領域Ａ１２と称する。
第１論理ディスク５０Ａの記憶領域のうち、管理領域Ａ１１、ユーザデータ領域Ａ１２およびＤＤＦ領域Ａ１４以外の領域を、未使用領域Ａ１３と称する。

プロセッサ部２１は、管理領域Ａ１１の情報およびＤＤＦ領域Ａ１４の情報を管理領域バックアップ２３に格納し、ユーザデータが書き込まれた最終アドレス（ユーザデータ領域Ａ１２の最終アドレス）を、書き込み最後尾論理アドレスＤ１２として進捗メータ２４に格納する。また、プロセッサ部２１は、ユーザデータ領域Ａ１２の容量（ユーザデータが第１論理ディスク５０Ａの中でどれだけの容量を使用しているか）を容量メータ２５に格納する。これらの情報を第１論理ディスク５０Ａの使用時の情報としてＲＡＩＤ構成ジャーナル２７で管理する。

図３は、論理ディスク５０の削除後に、削除前と同じ物理ディスクが、削除前と同じＲＡＩＤレベル、および、削除前と論理ディスク容量の論理ディスク５０を構成する場合の、論理ディスク５０の記憶領域の状態の例を示す図である。図３の状態における論理ディスク５０を、第２論理ディスク５０Ｂとも称する。
図３は、第１論理ディスク５０Ａ（図２）の削除後の、第２論理ディスク５０Ｂの再構築の例を示している。第２論理ディスク５０Ｂを構成する物理ディスク４０は、第１物理ディスク４１、第２物理ディスク４２、および、第３物理ディスク４３である。

ここでいう論理ディスク５０の削除は、その論理ディスク５０を不使用とすることである。論理ディスク５０の削除の際、プロセッサ部２１が、削除前の管理領域のデータの一部または全部を削除（消去）するようにしてもよい。削除前のユーザデータ領域にアクセスするために必要な情報は、既に復旧指示回路２２が記憶しており、削除前のユーザデータ領域へのアクセスに支障は生じない。一方、プロセッサ部２１は、削除前のユーザデータ領域に対しては、データの削除または更新は行わず、削除前の状態のままのデータを残す。

第２論理ディスク５０ＢのＤＤＦ領域を、ＤＤＦ領域Ａ２４と称する。第２論理ディスク５０Ｂは、ＲＡＩＤレベル、第２論理ディスク５０Ｂ自身の容量、第２論理ディスク５０Ｂ自身を構成する物理ディスク４０等の情報を、ＤＤＦ領域Ａ２４に記憶する。
図３では、図２の場合からＤＤＦ領域のデータが更新されていることを示すために、ＤＤＦ領域に図２の場合の符号（Ａ１４）と異なる符号（Ａ２４）を付している。図３のＤＤＦ領域Ａ２４に対するプロセッサ部２１の処理は、図２のＤＤＦ領域Ａ１４に対する処理の場合と同様である。

第２論理ディスク５０Ｂでは、矢印で示すように、ＤＤＦ領域Ａ２４を除いた領域について、物理ディスク４０のアドレスの向きと逆向きに、第２論理ディスク５０Ｂのアドレスが設定されている。従って、物理ディスク４０のアドレスが大きくなるほど、そのアドレスに対応付けられる第２論理ディスク５０Ｂのアドレスは小さくなる。
上述したように、第２論理ディスク５０Ｂのアドレスは、擬似的な論理アドレスであってもよい。例えば、図２に示す第１論理ディスク５０Ａのアドレスが実際の論理アドレスである場合、復旧指示回路２２は、アドレス変換テーブル２６として、第１論理ディスク５０Ａのアドレスと第２論理ディスク５０Ｂのアドレスとの対応付けを示す情報を記憶する。

第２論理ディスク５０Ｂのアドレスが擬似的な論理アドレスである場合、ディスクアレイコントローラ装置２０は、ＤＤＦ領域Ａ２４については実際の論理アドレスを論理アドレスとして用いる。
あるいは、第２論理ディスク５０Ｂのアドレスが実際の論理アドレスである場合、ディスクアレイコントローラ装置２０は、ＤＤＦ領域Ａ２４については、図２のＤＤＦ領域Ａ１４に対する第１論理ディスク５０Ａのアドレスと同様のアドレスを用いる。
これにより、プロセッサ部２１は、論理ディスク５０の再構築の前後でＤＤＦ領域へのアクセス先を変更する必要が無く、常に、論理アドレスの末尾付近にアクセスすればよい。プロセッサ部２１がＤＤＦ領域にアクセスする処理を再構築の前後で変更する必要がない点で、プロセッサ部２１の負荷が軽くて済む。

論理ディスク５０を再構築したことで、ＲＡＩＤの構成情報であるＤＤＦは、第１論理ディスク５０Ａの場合のＤＤＦから更新され新しいものとなるが、ＤＤＦ領域Ａ２４は、ユーザデータへのアクセスには影響しない。そのため、第１管理領域Ａ２１および第１ユーザデータ領域Ａ２２には、第１論理ディスク５０Ａのデータが残されている。具体的には、第１管理領域Ａ２１には、第１論理ディスク５０Ａの管理領域Ａ１１のデータが残されている。第１ユーザデータ領域Ａ２２には、第１論理ディスク５０Ａのユーザデータ領域Ａ１２のデータが残されている。これらの領域のデータは、第１論理ディスク５０Ａのアドレスに従って書き込まれている。従って、プロセッサ部２１は、第１ユーザデータ領域Ａ２２にアクセスしてデータを読み出す場合、第１論理ディスク５０Ａのアドレスを用いてアクセスする。

一方、第２管理領域Ａ２５および第２ユーザデータ領域Ａ２６は、第２論理ディスク５０Ｂのアドレスに従って書き込まれている。従って、プロセッサ部２１は、第２ユーザデータ領域Ａ２６にアクセスしてデータを読み出す場合、第２論理ディスク５０Ｂのアドレスを用いてアクセスする。

プロセッサ部２１は、第２論理ディスク５０Ｂにデータの書き込みを行う際、第１論理ディスク５０Ａのデータを残しておくために、第２論理ディスク５０Ｂの領域からＤＤＦ領域Ａ２４を除いた領域の末尾側から使用する。そのために、プロセッサ部２１は、第２論理ディスク５０Ｂの領域からＤＤＦ領域Ａ２４を除いた領域の最後尾の論理アドレスが先頭の論理アドレスになるように、アドレス変換テーブル２６を用いて擬似的に変換する。これにより、プロセッサ部２１は、実際には先頭ではないアドレスを第２論理ディスク５０Ｂの記憶領域の先頭として扱う。

プロセッサ部２１は、このアドレスを第２書き込み開始論理アドレスＤ２３と設定し、そこから物理的には先頭のアドレスに向かって通常とは逆の方向に書き込みを行っていく。プロセッサ部２１は、第２書き込み最後尾論理アドレスＤ２４の情報、第２ユーザデータ領域Ａ２６の容量の情報を、それぞれ、進捗メータ２４、容量メータ２５に保存する。第２書き込み最後尾論理アドレスＤ２４の情報、および、第２ユーザデータ領域Ａ２６の容量の情報は、第２論理ディスク５０Ｂの情報としてＲＡＩＤ構成ジャーナル２７で管理する。

プロセッサ部２１は、第２書き込み最後尾論理アドレスＤ２４の情報、および、第２ユーザデータ領域Ａ２６の容量の情報を、第１論理ディスク５０Ａの使用時の情報である第１書き込み最後尾論理アドレスＤ２２の情報、および、第１ユーザデータ領域Ａ２２の容量の情報とは別のものとして独立して扱う。特に、プロセッサ部２１は、第１書き込み最後尾論理アドレスＤ２２の情報を、第２書き込み最後尾論理アドレスＤ２４に書き換える上書き処理は行わない。また、プロセッサ部２１は、第１ユーザデータ領域Ａ２２の容量の情報を、第２ユーザデータ領域Ａ２６の容量の情報に書き換える上書き処理は行わない。この場合、復旧指示回路２２は、第１書き込み最後尾論理アドレスＤ２２の情報、第２書き込み最後尾論理アドレスＤ２４の情報、第１ユーザデータ領域Ａ２２の容量の情報、および、第２ユーザデータ領域Ａ２６の容量の情報を含む、ＲＡＩＤ構成ジャーナル２７を記憶する。

プロセッサ部２１が、第２論理ディスク５０Ｂにデータを書き込んでいくと、次第に未使用領域Ａ２３の容量が小さくなっていく。第２書き込み最後尾論理アドレスＤ２４が第１書き込み最後尾論理アドレスＤ２２を超えてしまった場合、第１ユーザデータ領域Ａ２２の内容の一部が上書きされて失われてしまう。そこで、プロセッサ部２１は、進捗メータ２４および容量メータ２５の値から論理ドライブ全体の中で現在どこに書き込みを行っているかを把握する。

プロセッサ部２１は、未使用領域Ａ２３の残容量があらかじめ設定された閾値以下になった場合に、警報出力部２９を制御して警報を出力させる。警報出力部２９は、例えば、論理ディスクの再構築前のユーザデータが失われる可能性がある旨の警報メッセージを、通信部２８を介して上位装置９０へ送信することで、上位装置９０のユーザに注意を促す。

警報出力部が、論理ディスクの再構築前のユーザデータが失われる可能性がある旨の警報メッセージを、通信部２８を介して上位装置９０へ送信し、ユーザが警報メッセージ確認済みを示すユーザ操作を行った場合、プロセッサ部２１が、再構築前のデータ領域を未使用領域に組み込むようにしてもよい。図３の例の場合、プロセッサ部２１が、第１管理領域Ａ２１および第１ユーザデータ領域Ａ２２を未使用領域Ａ２３に組み込むようにしてもよい。これにより、未使用領域Ａ２３の容量が増加し、プロセッサ部２１が、より多くのデータを論理ディスク５０に書き込めるようになる。

図４は、プロセッサ部２１が、論理ディスク５０の再構築前のデータにアクセスする場合の、論理ディスク５０の記憶領域の状態の例を示す図である。図４の状態における論理ディスク５０を、第３論理ディスク５０Ｃとも称する。
図４は、論理ディスク５０の削除後の、第３論理ディスク５０Ｃの再構築の例を示している。第３論理ディスク５０Ｃを構成する物理ディスク４０は、第１物理ディスク４１、第２物理ディスク４２、および、第３物理ディスク４３である。

第３論理ディスク５０ＣのＤＤＦ領域を、ＤＤＦ領域Ａ３５と称する。第３論理ディスク５０Ｃは、ＲＡＩＤレベル、第３論理ディスク５０Ｃ自身の容量、第３論理ディスク５０Ｃ自身を構成する物理ディスク４０等の情報を、ＤＤＦ領域Ａ３５に記憶する。
図４のＤＤＦ領域Ａ３５に対するプロセッサ部２１の処理は、図２のＤＤＦ領域Ａ１４に対する処理の場合と同様である。

第３論理ディスク５０Ｃでは、矢印で示すように、ＤＤＦ領域Ａ３５を除いた領域について、物理ディスク４０のアドレスの向きと逆向きに、第３論理ディスク５０Ｃのアドレスが設定されている。従って、物理ディスク４０のアドレスが大きくなるほど、そのアドレスに対応付けられる第３論理ディスク５０Ｃのアドレスは小さくなる。
図４では、第３論理ディスク５０Ｃのアドレスが、擬似的な論理アドレスである場合の例を示している。図４では、再構築前（削除前）の論理ディスク５０のアドレスも矢印で示されており、図２の第１論理ディスク５０Ａの場合と同様、物理ディスク４０のアドレスが大きくなるほど、そのアドレスに対応付けられる第１論理ディスク５０Ａのアドレスも大きくなる。

第１管理領域Ａ３１、第１ＯＳ領域Ａ３２、および、第１ユーザデータ領域Ａ３３は、再構築前の論理ディスク５０の領域である。これらの領域のデータは、再構築前の論理ディスクのアドレスに従って書き込まれている。従って、プロセッサ部２１は、第１ユーザデータ領域Ａ３３にアクセスしてデータを読み出す場合、再構築前の論理ディスクのアドレスを用いてアクセスする。

一方、第２管理領域Ａ３６、第２ＯＳ領域Ａ３７、および、第２ユーザデータ領域Ａ３８は、第３論理ディスク５０Ｃのアドレスに従って書き込まれている。従って、プロセッサ部２１は、第２ユーザデータ領域Ａ３８にアクセスしてデータを読み出す場合、第３論理ディスク５０Ｃのアドレスを用いてアクセスする。

図４では、ＯＳの更新の際に論理ディスク５０を再構築する場合の例を示している。上位装置９０は、ディスクアレイコントローラ装置２０が第１ＯＳ領域Ａ３２のＯＳを使用していたときのユーザデータ（第１ユーザデータ領域Ａ３３のユーザデータ）を取得し、バックアップ装置６０にユーザデータバックアップとして保存している。その後、上位装置９０が論理ディスク５０の再構築をディスクアレイコントローラ装置２０に指示し、ディスクアレイコントローラ装置２０は、上位装置９０の指示に従って論理ディスク５０を再構築している。

論理ディスク５０の再構築の後、プロセッサ部２１は、第２ＯＳ領域Ａ３７のＯＳを、プロセッサ部２１自身にインストールしている。
また、上位装置９０が、バックアップ装置６０からユーザデータバックアップを取得して第３論理ディスク５０Ｃにリストアしようとしたところ、ユーザデータバックアップを正常に取得できておらずリストアに失敗している。この場合でも第３論理ディスク５０Ｃ内の第１ユーザデータ領域Ａ３３に、論理ディスク５０の再構築前のユーザデータが残されている。そこで、プロセッサ部２１は、上位装置９０からの指示に従って、第１ユーザデータ領域Ａ３３に格納されているユーザデータの読み出しを行う。

具体的には、ディスクアレイコントローラ装置２０のプロセッサ部２１が、上位装置９０からの指示に従い、復旧指示回路２２内のＲＡＩＤ構成ジャーナル２７に保存されている、第１管理領域Ａ３１のデータの読み出しを行う。プロセッサ部２１は、第１管理領域Ａ３１のデータをＲＡＩＤ構成ジャーナル２７から読み出すことで、第３論理ディスク５０Ｃ内のユーザデータが書き込まれていた場所（第１ユーザデータ領域Ａ３３）を把握できるようになる。

プロセッサ部２１は、上位装置９０からの指示に従って第１ユーザデータ領域Ａ３３に対してアクセスしユーザデータを読み出す。例えば、上位装置９０が、このユーザデータを吸い上げ、第３論理ディスク５０Ｃに書き込むよう、ディスクアレイコントローラ装置２０に対して書き込み命令を送信する。これにより、論理ディスク５０の再構築前のユーザデータを、第３論理ディスク５０Ｃにリストアすることができる。

図４では、論理ディスク５０がＯＳ領域（第１ＯＳ領域Ａ３２および第２ＯＳ領域Ａ３７）にＯＳ（のプログラム）を記憶している場合の例を示しているが、論理ディスクにＯＳ領域が設けられていない場合も、プロセッサ部２１は、論理ディスク５０の再構築前のデータにアクセス可能である。例えば、図３の例で上述したように、プロセッサ部２１は、論理ディスク５０の再構築前の論理アドレス（第１論理ディスク５０Ａのアドレス）を用いて、論理ディスク５０の再構築前のデータ（例えば、第１ユーザデータ領域Ａ２２）にアクセスできる。

プロセッサ部２１が、論理ディスク５０の再構築を複数回行う場合、物理ディスク４０の記憶領域のうち、再構築前後のいずれの論理ディスク５０でも未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスク４０のアドレスと当該複数回目の再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを決定するようにしてもよい。
例えば、プロセッサ部２１が、図４の状態からさらに論理ディスク５０の再構築を行う場合、未使用領域Ａ３４に優先的にデータを書き込むように、物理ディスク４０のアドレスと再構築後の論理ディスク５０のアドレスとの対応付けを決定するようにしてもよい。例えば、プロセッサ部２１が、２回目の再構築後の論理アドレスを、図４に示される再構築前の論理ディスクのアドレスとし、未使用領域Ａ３４の先頭（論理アドレスが小さい側）から順にデータを書き込むようにしてもよい。

プロセッサ部２１が、論理ディスク５０の１回目の再構築で、再構築前の論理ディスク５０のアドレスをそのまま用いて、再構築前の未使用領域の先頭から順にデータの書き込みを行うようにしてもよい。
例えば、プロセッサ部２１が図２の第１論理ディスク５０Ａを再構築する場合に、再構築後も第１論理ディスク５０Ａのアドレスをそのまま用いて、未使用領域Ａ１３の先頭から順にデータを書き込んでいくようにしてもよい。

一方、図３の例のように、プロセッサ部２１が、再構築後の論理アドレスを再構築前の論理アドレスと逆向きに設定することで、再構築前後の論理アドレスを切り替えて使う場合に容易に対応できる。例えば、プロセッサ部２１が、図３の第２論理ディスク５０Ｂから再構築を行って、論理ディスク５０のアドレスを図２の第１論理ディスクのアドレスにし、第１管理領域Ａ２１および第１ユーザデータ領域を復活させる場合を考える。

この場合、第１ユーザデータ領域Ａ２２の末尾は、未使用領域Ａ２３の先頭に接している。これにより、プロセッサ部２１がデータの書き込みを行って第１ユーザデータ領域Ａ２２の容量が増加しても、第２ユーザデータ領域Ａ２６のデータなど、第２論理ディスク５０Ｂのデータに影響しない。従って、プロセッサ部２１は、さらに論理ディスク５０の再構築を行って、第２論理ディスク５０Ｂを復活させることができる。

以上のように、プロセッサ部２１は、物理ディスク４０を用いて構築された論理ディスク５０を再構築する場合に、物理ディスク４０の記憶領域のうち再構築前の論理ディスク５０の未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスク４０のアドレスと再構築後の論理ディスク５０のアドレスとの対応付けを決定する。復旧指示回路２２は、プロセッサ部２１が論理ディスク５０を再構築する場合に、再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶する。

これにより、プロセッサ部２１は、論理ディスク５０の再構築の後でも、再構築前のデータを取得できる。特に、プロセッサ部２１が、物理ディスク４０のアドレスと再構築後の論理ディスク５０のアドレスとの対応付けを上記のように決定することで、再構築後の論理ディスク５０にデータを書き込んでも、再構築前のデータは直ちには失われない。また、復旧指示回路２２が、再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶しておくことで、プロセッサ部２１は、このデータを参照して再構築前のデータが格納されているデータの位置を把握することができ、再構築前のデータを読み出すことができる。

このように、ディスクアレイコントローラ装置２０によれば、論理ディスク５０の削除または再構築時に、管理領域のデータ（論理ディスク５０でのデータの位置を知るためのデータ）の一部が削除されてしまった場合や、パーティション情報が失われた場合でも、再構築前のデータを復旧させることができる。また、ディスクアレイコントローラ装置２０によれば、論理ディスク５０の再構築後に物理ディスク４０の領域のうち未使用領域を優先的に使用することで、再構築前の環境に戻すことができる。再構築前の環境に戻す場合、プロセッサ部２１は、ＲＡＩＤ構成ジャーナル２７から過去のアレイ構成を読み出してデータの位置を把握する。

また、再構築前の論理ディスク５０では、物理ディスク４０のアドレスと論理ディスク５０のアドレスとの対応付けについて、物理ディスク４０のアドレスのうち小さいアドレスほど論理ディスク５０のアドレスのうち小さいアドレスに対応付けられている。プロセッサ部２１は、再構築後の論理ディスク５０のアドレスと物理ディスク４０のアドレスとの対応付けについて、物理ディスク４０の記憶領域のうち再構築前の論理ディスク５０の未使用領域に割り当てられていた領域のアドレスのうち大きいアドレスほど、論理ディスクのアドレスのうち小さいアドレスに対応付ける。
この場合、プロセッサ部２１は、再構築後の論理ディスク５０では、再構築前の論理ディスクの記憶領域の末尾から順にデータを書き込んでいく。
これにより、プロセッサ部２１は、再構築前後の論理アドレスを切り替えて使う場合に容易に対応できる。

また、プロセッサ部２１は、論理ディスク５０の複数回目の再構築の場合に、物理ディスク４０の記憶領域のうち、当該複数回目の再構築（直近の再構築）以前に構築された何れの論理ディスク５０でも未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスク４０のアドレスと当該複数回目の再構築後の論理ディスク５０のアドレスとの対応付けを決定する。
これにより、プロセッサ部２１が、論理ディスク５０（直近の再構築後の論理ディスク５０）にデータを書き込んでも、それ以前のいずれの論理ディスク５０のデータも、直ちには失われない。この点で、プロセッサ部２１が、直近の再構築以前のいずれかの論理ディスク５０のデータを読み出せると期待される。

また、警報出力部２９は、物理ディスク４０の記憶領域のうち、再構築前の論理ディスク５０の未使用領域に割り当てられていた領域、かつ、再構築後の論理ディスク５０の未使用領域に割り当てられている領域の容量が所定の閾値以下になった場合に警報を出力する。
これにより、ディスクアレイ装置１０を利用するユーザ（例えば、上位装置９０のユーザ）は、再構築前のデータが失われる前に当該データが失われる可能性があることを知ることができ、対策を講じることができる。

次に、図５および図６を参照して、本発明の実施形態の構成について説明する。
図５は、実施形態に係るストレージ管理装置の構成の例を示す図である。図５に示すストレージ管理装置１１０は、論理ディスク構築部１１１と、データ格納領域情報記憶部１１２とを備える。
かかる構成で、論理ディスク構築部１１１は、物理ディスクを用いて構築された論理ディスクを再構築する場合に、物理ディスクの記憶領域のうち再構築前の論理ディスクの未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスクのアドレスと再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを決定する。データ格納領域情報記憶部１１２は、論理ディスク構築部が論理ディスクを再構築する場合に、再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶する。

これにより、ストレージ管理装置１１０は、論理ディスクの再構築の後でも、再構築前のデータを取得できる。特に、論理ディスク構築部１１１が、物理ディスクのアドレスと再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを上記のように決定することで、ストレージ管理装置１１０が再構築後の論理ディスクにデータを書き込んでも、再構築前のデータは直ちには失われない。また、データ格納領域情報記憶部１１２が、再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶しておくことで、ストレージ管理装置１１０は、このデータを参照して再構築前のデータが格納されているデータの位置を把握することができ、再構築前のデータを読み出すことができる。

図６は、実施形態に係るストレージシステムの構成の例を示す図である。図６に示すストレージシステム１２０は、物理ディスク１２１と、ストレージ管理装置１２２とを備える。ストレージ管理装置１２２は、論理ディスク構築部１２３と、データ格納領域情報記憶部１２４とを備える。
かかる構成で、論理ディスク構築部１２３は、物理ディスクを用いて構築された論理ディスクを再構築する場合に、物理ディスクの記憶領域のうち再構築前の論理ディスクの未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスクのアドレスと再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを決定する。データ格納領域情報記憶部１２４は、論理ディスク構築部が論理ディスクを再構築する場合に、再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶する。

これにより、ストレージ管理装置１２２は、論理ディスクの再構築の後でも、再構築前のデータを取得できる。特に、論理ディスク構築部１２３が、物理ディスクのアドレスと再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを上記のように決定することで、ストレージ管理装置１２２が再構築後の論理ディスクにデータを書き込んでも、再構築前のデータは直ちには失われない。また、データ格納領域情報記憶部１２４が、再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶しておくことで、ストレージ管理装置１２２は、このデータを参照して再構築前のデータが格納されているデータの位置を把握することができ、再構築前のデータを読み出すことができる。

図７は、少なくとも１つの実施形態に係るコンピュータの構成を示す概略ブロック図である。
図７に示す構成で、コンピュータ５００は、ＣＰＵ５１０と、主記憶装置５２０と、補助記憶装置５３０と、インタフェース５４０とを備える。
上記のディスクアレイコントローラ装置２０、ストレージ管理装置１１０、および、ストレージ管理装置１２２のうち何れか１つ以上が、コンピュータ５００に実装されてもよい。その場合、上述した各処理部の動作は、プログラムの形式で補助記憶装置５３０に記憶されている。ＣＰＵ５１０は、プログラムを補助記憶装置５３０から読み出して主記憶装置５２０に展開し、当該プログラムに従って上記処理を実行する。また、ＣＰＵ５１０は、プログラムに従って、上述した各記憶部に対応する記憶領域を主記憶装置５２０に確保する。ストレージ管理装置と他の装置との通信は、インタフェース５４０が通信機能を有し、ＣＰＵ５１０の制御に従って通信を行うことで実行される。

ディスクアレイコントローラ装置２０がコンピュータ５００に実装される場合、プロセッサ部２１と、警報出力部２９との動作は、プログラムの形式で補助記憶装置５３０に記憶されている。ＣＰＵ５１０は、プログラムを補助記憶装置５３０から読み出して主記憶装置５２０に展開し、当該プログラムに従って上記処理を実行する。
また、ＣＰＵ５１０は、プログラムに従って、復旧指示回路２２に対応する記憶領域を主記憶装置５２０に確保する。
ディスクアレイコントローラ装置２０と上位装置９０との通信は、インタフェース５４０が通信機能を有し、ＣＰＵ５１０の制御に従って通信を行うことで実行される。

ストレージ管理装置１１０がコンピュータ５００に実装される場合、論理ディスク構築部１１１の動作は、プログラムの形式で補助記憶装置５３０に記憶されている。ＣＰＵ５１０は、プログラムを補助記憶装置５３０から読み出して主記憶装置５２０に展開し、当該プログラムに従って上記処理を実行する。
また、ＣＰＵ５１０は、プログラムに従って、データ格納領域情報記憶部１１２に対応する記憶領域を主記憶装置５２０に確保する。
ストレージ管理装置１１０と他の装置との通信は、インタフェース５４０が通信機能を有し、ＣＰＵ５１０の制御に従って通信を行うことで実行される。

ストレージ管理装置１２２がコンピュータ５００に実装される場合、論理ディスク構築部１２３の動作は、プログラムの形式で補助記憶装置５３０に記憶されている。ＣＰＵ５１０は、プログラムを補助記憶装置５３０から読み出して主記憶装置５２０に展開し、当該プログラムに従って上記処理を実行する。
また、ＣＰＵ５１０は、プログラムに従って、データ格納領域情報記憶部１２４に対応する記憶領域を主記憶装置５２０に確保する。
ストレージ管理装置１２２と他の装置との通信は、インタフェース５４０が通信機能を有し、ＣＰＵ５１０の制御に従って通信を行うことで実行される。

なお、ディスクアレイコントローラ装置２０、ストレージ管理装置１１０、および、ストレージ管理装置１２２が行う処理の全部または一部を実行するためのプログラムをコンピュータ読み取り可能な記録媒体に記録して、この記録媒体に記録されたプログラムをコンピュータシステムに読み込ませ、実行することにより各部の処理を行ってもよい。なお、ここでいう「コンピュータシステム」とは、ＯＳや周辺機器等のハードウェアを含むものとする。
また、「コンピュータ読み取り可能な記録媒体」とは、フレキシブルディスク、光磁気ディスク、ＲＯＭ（Read Only Memory）、ＣＤ−ＲＯＭ（Compact Disc Read Only Memory）等の可搬媒体、コンピュータシステムに内蔵されるハードディスク等の記憶装置のことをいう。また上記プログラムは、前述した機能の一部を実現するためのものであっても良く、さらに前述した機能をコンピュータシステムにすでに記録されているプログラムとの組み合わせで実現できるものであっても良い。

以上、この発明の実施形態について図面を参照して詳述してきたが、具体的な構成はこの実施形態に限られるものではなく、この発明の要旨を逸脱しない範囲の設計等も含まれる。

１ 情報処理システム
１０ ディスクアレイ装置
２０ ディスクアレイコントローラ装置
２１ プロセッサ部
２２ 復旧指示回路
２３ 管理領域バックアップ
２４ 進捗メータ
２５ 容量メータ
２６ アドレス変換テーブル
２７ ＲＡＩＤ構成ジャーナル
４０、１２１ 物理ディスク
４１ 第１物理ディスク
４２ 第２物理ディスク
４３ 第３物理ディスク
５０ 論理ディスク
６０ バックアップ装置
９０ 上位装置
１２０ ストレージシステム
１１０、１２２ ストレージ管理装置
１１１、１２３ 論理ディスク構築部
１１２、１２４ データ格納領域情報記憶部

Claims (7)

1. 物理ディスクを用いて構築された論理ディスクを再構築する場合に、前記物理ディスクの記憶領域のうち再構築前の論理ディスクの未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスクのアドレスと再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを決定する論理ディスク構築部と、
   前記論理ディスク構築部が論理ディスクを再構築する場合に、再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶するデータ格納領域情報記憶部と、
   を備えるストレージ管理装置。
2. 再構築前の前記論理ディスクでは、物理ディスクのアドレスと論理ディスクのアドレスとの対応付けについて、物理ディスクのアドレスのうち小さいアドレスほど論理ディスクのアドレスのうち小さいアドレスに対応付けられており、
   前記論理ディスク構築部は、再構築後の論理ディスクのアドレスと物理ディスクのアドレスとの対応付けについて、前記物理ディスクの記憶領域のうち再構築前の論理ディスクの未使用領域に割り当てられていた領域のアドレスのうち大きいアドレスほど、論理ディスクのアドレスのうち小さいアドレスに対応付ける、
   請求項１に記載のストレージ管理装置。
3. 前記論理ディスク構築部は、論理ディスクの複数回目の再構築の場合に、前記物理ディスクの記憶領域のうち、当該複数回目の再構築以前に構築された何れの論理ディスクでも未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスクのアドレスと当該複数回目の再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを決定する、
   請求項１または請求項２に記載のストレージ管理装置。
4. 前記物理ディスクの記憶領域のうち、再構築前の論理ディスクの未使用領域に割り当てられていた領域、かつ、再構築後の論理ディスクの未使用領域に割り当てられている領域の容量が所定の閾値以下になった場合に警報を出力する警報出力部をさらに備える、
   請求項１から３の何れか一項に記載のストレージ管理装置。
5. 物理ディスクと、ストレージ管理装置とを備え、
   前記ストレージ管理装置は、
   前記物理ディスクを用いて構築された論理ディスクを再構築する場合に、前記物理ディスクの記憶領域のうち再構築前の論理ディスクの未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスクのアドレスと再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを決定する論理ディスク構築部と、
   前記論理ディスク構築部が論理ディスクを再構築する場合に、再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶するデータ格納領域情報記憶部と、
   を備えるストレージシステム。
6. 物理ディスクを用いて構築された論理ディスクを再構築する場合に、前記物理ディスクの記憶領域のうち再構築前の論理ディスクの未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスクのアドレスと再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを決定する工程と、
   再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶する工程と、
   を含むストレージ管理方法。
7. コンピュータに、
   物理ディスクを用いて構築された論理ディスクを再構築する場合に、前記物理ディスクの記憶領域のうち再構築前の論理ディスクの未使用領域に割り当てられていた領域を優先的に使用するように、物理ディスクのアドレスと再構築後の論理ディスクのアドレスとの対応付けを決定する工程と、
   再構築前のデータが格納されている領域を示す情報を記憶する工程と、
   を実行させるためのプログラム。

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