JP7283317B2

JP7283317B2 - ストレージシステム、ストレージ制御装置および割当解放プログラム

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Publication number: JP7283317B2
Application number: JP2019165948A
Authority: JP
Inventors: 惇前田
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 2019-09-12
Filing date: 2019-09-12
Publication date: 2023-05-30
Anticipated expiration: 2039-09-12
Also published as: JP2021043757A

Description

本発明は、ストレージシステムなどに関する。

ストレージ装置内の資源を効率よく使用する手段として、シンプロビジョニングが挙げられる。シンプロビジョニングとは、論理ボリューム作成時に物理データ領域を割り当てず、ホストコンピュータから書き込みがあった箇所だけに物理データ格納領域を割り当てることにより、物理容量の消費を実際の書き込み量までに抑制する機能である。また、シンプロビジョニングでは、割り当てた物理データ格納領域を解放するコマンドである、データ削除コマンドが存在する。かかるデータ削除コマンドは、ＵＮＭＡＰコマンドと呼ばれる。これにより、解放された物理データ格納領域は、新たな書き込み要求に対して割り当てを行うための空き物理容量として再利用が可能になる。

ＵＮＭＡＰコマンドを受け付けたことに応じて、論理アドレス情報における削除対象データの論理アドレスに対応する予約情報を削除の予約有りに更新し、更新に応じてコマンドの発行元に更新の応答情報を送信する削除処理を行うストレージ装置が開示されている（例えば、特許文献１参照）。これにより、ストレージ装置は、論理アドレス情報の予約情報を更新するだけでＵＮＭＡＰコマンドに応答することができるため、応答にかかる時間を短縮することができる。

ここで、ストレージ装置間でコピー処理（バックアップ処理）を行うストレージシステムでは、コピー元とコピー先とでデータが一致している必要がある。このため、コピー元にＵＮＭＡＰコマンドが発行された場合、コピー元のボリュームとコピー先のボリュームとの両方が、物理データ格納領域の解放を実施する。

物理データ格納領域の解放処理中に解放範囲内でデータが更新されると、この後に解放処理がされると更新データが失われる。このため、ストレージシステムでは、コピー元とコピー先との解放処理が完了するまで、後続のＩ／Ｏを待ち合わせる。

特開２０１８－１１６３２９号公報特開２０１２－７４０２０号公報

しかしながら、ストレージ装置間でコピー処理を行うストレージシステムにおいて、物理データ格納領域の解放処理中に解放範囲内でデータの更新要求がされると、更新要求に対する応答に時間がかかる場合があるという問題がある。

例えば、コピー先とコピー元とで受付可能な解放処理の最大サイズが異なる場合がある。かかる場合には、コピー先のボリュームの解放処理のサイズがコピー元のボリュームの解放処理のサイズより小さいと、コピー先の解放処理の方がコピー元の解放処理より時間がかかる。これは、ホストコンピュータがＵＮＭＡＰコマンドを発行するときには、発行するコピー元のＵＮＭＡＰ可能な最大サイズを意識して発行するため、コピー先のＵＮＭＡＰ可能な最大サイズより大きいサイズでＵＮＭＡＰコマンドが発行されることがあるからである。つまり、コピー先側では、最大サイズを超えた解放処理を動作させることができないため、コピー先側の最大サイズに合わせて繰り返し解放処理を行うこととなり、コピー元の解放処理より時間がかかる。このため、物理データ格納領域の解放処理中に解放範囲にデータの更新要求がされると、コピー先の解放処理に時間がかかる場合、更新要求に対する応答に時間がかかってしまう。

なお、上記課題は、ストレージ装置間でコピー処理を行うストレージシステムだけでなく、ストレージ装置内の複数筐体間でコピー処理を行うストレージシステムにも同様に生じる課題である。また、上記課題は、コピー元とコピー先とがどちらもシンプロビジョニングである場合だけでなく、コピー元はシンプロビジョニングであるが、コピー先はシンプロビジョニングでない場合にも同様に生じる課題である。

１つの側面では、本発明は、コピー元とコピー先との間でコピー処理を行うストレージシステムにおいて、物理データ格納領域の解放処理中に解放範囲にデータの更新要求がされても、更新要求に対する応答にかかる時間を短縮することを目的とする。

本願の開示するストレージシステムは、１つの態様において、第１のストレージ制御装置から第２のストレージ制御装置へコピー処理を行う。前記第１のストレージ制御装置は、前記第１のストレージ制御装置の記憶領域の所定の箇所の割当解放処理を実行する割当解放実行部と、前記割当解放実行部によって前記割当解放処理が実行されると、前記第２のストレージ制御装置の割当解放処理を管理するために用いられる割当解放制御情報を生成する生成部と、前記第２のストレージ制御装置に前記所定の箇所の割当解放処理を非同期で実行させ、前記割当解放制御情報を用いて、前記割当解放処理の進捗情報を管理する管理部と、前記第２のストレージ制御装置の割当解放処理中に、書き込み処理が発生した場合に、書き込み処理を実行するとともに、前記割当解放制御情報を用いて、前記第２のストレージ制御装置において前記書き込み処理が発生した箇所の前記割当解放処理が完了したか否かを判定し、完了していなければ、前記第２のストレージ制御装置における当該箇所について前記割当解放処理を完了させてから書き込み処理を実行させる書込処理部と、を有する。

本願の開示するシステムの１つの態様によれば、コピー元とコピー先との間でコピー処理を行うストレージシステムにおいて、物理データ格納領域の解放処理中に解放範囲内でデータの更新要求がされても、更新要求に対する応答にかかる時間を短縮できる。

図１は、実施例１に係るストレージ装置のハードウェア構成の一例を示す図である。図２は、実施例１に係るＵＮＭＡＰ制御テーブルのデータ構造の一例を示す図である。図３は、実施例１に係るＵＮＭＡＰ制御処理の一例を示す図である。図４は、実施例１に係る更新制御処理の一例を示す図である。図５は、実施例１に係る読出制御処理の一例を示す図である。図６Ａは、実施例１に係る切り離し後の更新制御処理の一例を示す図（１）である。図６Ｂは、実施例１に係る切り離し後の更新制御処理の一例を示す図（２）である。図６Ｃは、実施例１に係る切り離し後の更新制御処理の一例を示す図（３）である。図７は、コピー元へＵＮＭＡＰ発行された場合の処理のフローチャートの一例を示す図である。図８は、ＵＮＭＡＰ処理中のコピー元へ更新発行された場合の処理のフローチャートの一例を示す図である。図９は、コピー先ＵＮＭＡＰ中の読出処理のフローチャートの一例を示す図である。図１０は、セッション停止後にコピー先へ更新発行された場合の処理のフローチャートの一例を示す図である。図１１は、実施例２に係るストレージシステムのハードウェア構成の一例を示す図である。図１２は、実施例２に係るＵＮＭＡＰ制御処理の一例を示す図である。図１３は、実施例２に係る更新制御処理の一例を示す図である。図１４は、実施例２に係る切り離し後の更新制御処理の一例を示す図である。図１５は、コピー元へＵＮＭＡＰ発行された場合の処理のフローチャートの一例を示す図である。図１６は、ＵＮＭＡＰ処理中のコピー元へ更新発行された場合の処理のフローチャートの一例を示す図である。図１７は、処理可能な最大サイズが異なるボリュームに対するＵＮＭＡＰ動作の参考例を示す図である。図１８は、コピー元へＵＮＭＡＰ発行された場合の処理のフローチャートの参考例を示す図である。図１９は、ＵＮＭＡＰ処理中のコピー元へ更新発行された場合の処理のフローチャートの参考例を示す図である。図２０は、リモートコピー元へＵＮＭＡＰ発行された場合の処理のフローチャートの参考例を示す図である。図２１は、ＵＮＭＡＰ処理中のリモートコピー元へ更新発行された場合の処理のフローチャートの参考例を示す図である。

以下に、本願の開示するストレージシステム、ストレージ制御装置および割当解放プログラムの実施例を図面に基づいて詳細に説明する。なお、実施例によりこの発明が限定されるものではない。

まず、処理可能な最大サイズが異なる論理ボリュームに対する、物理データ格納領域の解放処理（ＵＮＭＡＰ）の動作の参考例を、図１７を参照して説明する。論理ボリュームは、シンプロビジョニングのボリュームである場合とする。図１７は、処理可能な最大サイズが異なるボリュームに対するＵＮＭＡＰ動作の参考例を示す図である。図１７に示すように、論理ボリューム＃１のＵＮＭＡＰの最大サイズは１０ギガバイト（ＧＢ）であり、論理ボリューム＃２のＵＮＭＡＰの最大サイズは１ＭＢである場合とする。

図１７上図に示すように、ホストコンピュータから論理ボリューム＃１に対してＵＮＭＡＰサイズを１０ＧＢとしてＵＮＭＡＰコマンドが発行されると、ストレージ装置は、論理ボリューム＃１に対して一度に１０ＧＢの範囲で該当する物理データ格納領域を解放する。一方、ホストコンピュータから論理ボリューム＃２に対してＵＮＭＡＰサイズを１ＭＢとしてＵＮＭＡＰコマンドが発行されると、ストレージ装置は、論理ボリューム＃２に対して一度に１ＭＢの範囲で該当する物理データ格納領域を解放する。

図１７下図では、論理ボリューム＃１と論理ボリューム＃２とがミラーリングの場合である。なお、コピー元とコピー先のデータのミラーリングを行い、等価状態になったときにコピーペアの関係を一時的に切り離すバックアップ方法をＥＣ（Equivalent Copy）機能という。かかる場合には、ホストコンピュータから論理ボリューム＃１に対してＵＮＭＡＰサイズを１０ＧＢとしてＵＮＭＡＰコマンドが発行されると、ストレージ装置は、論理ボリューム＃１に対して一度に１０ＧＢの範囲で該当する物理データ格納領域を解放する。加えて、ストレージ装置は、コピー先の論理ボリューム＃２に対して１０ＧＢの範囲で１ＭＢずつ該当する物理データ格納領域を解放する。

コピー先の論理ボリューム＃２のＵＮＭＡＰの最大サイズは１ＭＢであり、コピー元の論理ボリューム＃１のＵＮＭＡＰの最大サイズよりはるかに小さい。このため、論理ボリューム＃２のＵＮＭＡＰの方が論理ボリューム＃１のＵＮＭＡＰよりはるかに時間がかかる。つまり、論理ボリューム＃２では、最大サイズ１ＭＢを超えたＵＮＭＡＰを動作させることができないため、論理ボリューム＃２の最大サイズ１ＭＢに合わせて繰り返しＵＮＭＡＰを行うこととなり、論理ボリューム＃１よりＵＮＭＡＰに時間がかかる。このため、ＵＮＭＡＰ中に解放範囲でデータの更新要求がされると、コピー先の論理ボリューム＃２のＵＮＭＡＰに時間がかかる場合、更新要求に対する応答に時間がかかってしまうという問題がある。

ここで、コピー元へＵＮＭＡＰコマンドが発行された場合の処理と、ＵＮＭＡＰ処理中のコピー元へ更新コマンドが発行された場合の処理とのフローチャートの参考例を、図１８～図２１を参照して説明する。なお、図１８、図１９は、ＥＣのバックアップの場合であり、コピー元とコピー先がストレージ装置内の２つの筐体（ＣＭ）である場合である。図２０、図２１は、リモートのＥＣ（ＲＥＣ）のバックアップの場合であり、コピー元とコピー先がそれぞれストレージ装置である場合である。

図１８は、コピー元へＵＮＭＡＰ発行された場合の処理のフローチャートの参考例を示す図である。なお、図１８では、ＥＣのバックアップがされている場合である。

図１８に示すように、ストレージ装置は、ホストコンピュータからＵＮＭＡＰコマンドを受け付ける（ステップＳ１０１）。すると、ストレージ装置は、ＥＣのコピー元の物理データ格納領域の割り当てを解放する（ステップＳ１０２）。加えて、ストレージ装置は、ＥＣのコピー先の物理データ格納領域の割り当てを解放する（ステップＳ１０３）。そして、ストレージ装置は、ホストコンピュータにＵＮＭＡＰコマンドに対する応答を返す（ステップＳ１０４）。

図１９は、ＵＮＭＡＰ処理中のコピー元へ更新発行された場合の処理のフローチャートの参考例を示す図である。なお、図１９では、ＥＣのバックアップがされている場合である。

図１９に示すように、ストレージ装置は、ホストコンピュータからＷｒｉｔｅコマンドを受け付ける（ステップＳ１１１）。すると、ストレージ装置は、コピー元およびコピー先でＵＮＭＡＰが完了しているか否かを判定する（ステップＳ１１２）。コピー元またはコピー先でＵＮＭＡＰが完了していないと判定した場合には（ステップＳ１１２；Ｎｏ）、ストレージ装置は、コピー元およびコピー先でＵＮＭＡＰが完了するまで書き込みを待ち合わせる（ステップＳ１１３）。そして、ストレージ装置は、ステップＳ１１４に移行する。

一方、コピー元およびコピー先でＵＮＭＡＰが完了したと判定した場合には（ステップＳ１１２；Ｙｅｓ）、ストレージ装置は、Ｗｒｉｔｅコマンドに応じて、ＥＣにおけるコピー元にデータを更新する（ステップＳ１１４）。そして、ストレージ装置は、ホストコンピュータにＷｒｉｔｅコマンドに対する応答を返す（ステップＳ１１５）。ここで、ＥＣにおけるコピー先のＵＮＭＡＰに時間がかかっている場合、Ｗｒｉｔｅコマンドに対する応答に時間がかかる。

そして、ストレージ装置は、ＥＣにおけるセッションが一時的な切り離し状態か否かを判定する（ステップＳ１１６）。ＥＣにおけるセッションが一時的に切り離し状態であると判定した場合には（ステップＳ１１６；Ｙｅｓ）、ストレージ装置は、処理を終了する。

一方、ＥＣにおけるセッションが一時的な切り離し状態でないと判定した場合には（ステップＳ１１６；Ｎｏ）、ストレージ装置は、コピー先に書き込みデータを転送する（ステップＳ１１７）。そして、ストレージ装置は、処理を終了する。

図２０は、リモートコピー元へＵＮＭＡＰ発行された場合の処理のフローチャートの参考例を示す図である。なお、図２０では、プライマリのストレージ装置からセカンダリのストレージ装置へリモートのＥＣ（ＲＥＣ）のバックアップがされている場合である。

図２０に示すように、プライマリ装置側は、ホストコンピュータからＵＮＭＡＰコマンドを受け付ける（ステップＳ１２１）。すると、プライマリ装置は、ＲＥＣのコピー元の物理データ格納領域の割り当てを解放する（ステップＳ１２２）。そして、プライマリ装置は、セカンダリ装置とＵＮＭＡＰコマンド発行の筐体間通信を行う（ステップＳ１２３）。

続いて、セカンダリ装置は、ＲＥＣのコピー先の物理データ格納領域の割り当てを解放する（ステップＳ１２４）。セカンダリ装置は、プライマリ装置に筐体間通信の応答を返す（ステップＳ１２５）。そして、プライマリ装置は、ホストコンピュータにＵＮＭＡＰコマンドに対する応答を返す（ステップＳ１２６）。

図２１は、ＵＮＭＡＰ処理中のリモートコピー元へ更新発行された場合の処理のフローチャートの参考例を示す図である。なお、図２１では、プライマリのストレージ装置からセカンダリのストレージ装置へリモートのＥＣ（ＲＥＣ）のバックアップがされている場合である。

図２１に示すように、プライマリ装置は、ホストコンピュータからＷｒｉｔｅコマンドを受け付ける（ステップＳ１３１）。すると、プライマリ装置は、コピー元およびコピー先でＵＮＭＡＰが完了しているか否かを判定する（ステップＳ１３２）。コピー元またはコピー先でＵＮＭＡＰが完了していないと判定した場合には（ステップＳ１３２；Ｎｏ）、プライマリ装置は、コピー元およびコピー先でＵＮＭＡＰが完了するまで書き込みを待ち合わせる（ステップＳ１３３）。そして、プライマリ装置は、ステップＳ１３４に移行する。

一方、コピー元およびコピー先でＵＮＭＡＰが完了したと判定した場合には（ステップＳ１３２；Ｙｅｓ）、プライマリ装置は、Ｗｒｉｔｅコマンドに応じて、ＲＥＣにおけるコピー元にデータを更新する（ステップＳ１３４）。そして、プライマリ装置は、ホストコンピュータにＷｒｉｔｅコマンドに対する応答を返す（ステップＳ１３５）。ここで、ＲＥＣにおけるコピー先のＵＮＭＡＰに時間がかかっている場合、Ｗｒｉｔｅコマンドに対する応答に時間がかかる。

そして、プライマリ装置は、ＲＥＣにおけるセッションが一時的な切り離し状態か否かを判定する（ステップＳ１３６）。ＲＥＣにおけるセッションが一時的に切り離し状態であると判定した場合には（ステップＳ１３６；Ｙｅｓ）、プライマリ装置は、処理を終了する。

一方、ＲＥＣにおけるセッションが一時的な切り離し状態でないと判定した場合には（ステップＳ１３６；Ｎｏ）、プライマリ装置は、セカンダリ装置に書き込みデータを転送する（ステップＳ１３７）。そして、プライマリ装置は、処理を終了する。

このようにして、ＥＣおよびＲＥＣにおけるコピー先のＵＮＭＡＰに時間がかかる場合、Ｗｒｉｔｅコマンドに対する応答に時間がかかってしまうという問題がある。

そこで、以降では、コピー元とコピー先との間でコピー処理を行うストレージシステムにおいて、物理データ格納領域の解放処理中に解放範囲内でデータの更新要求がされても、更新要求に対する応答にかかる時間を短縮するストレージシステムについて説明する。

実施例１では、ＥＣにおけるコピー先のＵＮＭＡＰに時間がかかる場合に、Ｗｒｉｔｅコマンドに対する応答にかかる時間を短縮するストレージシステムについて説明する。

［ストレージ装置のハードウェア構成］
図１は、実施例１に係るストレージ装置のハードウェア構成の一例を示す図である。ストレージ装置１は、ＣＭ（Controller Module）２Ａ及びＣＭ２Ｂを有する。ＣＭ２ＡとＣＭ２Ｂは、一方がバックアップ元として動作し、他方がバックアップ先として動作する。なお、実施例では、ＣＭ２Ａは、バックアップ元であり、ＣＭ＃０と記載する場合がある。ＣＭ２Ｂは、バックアップ先であり、ＣＭ＃１と記載する場合がある。ＣＭ２Ａは、Ｄｉｓｋ３Ａと接続される。ＣＭ２Ｂは、Ｄｉｓｋ３Ｂと接続される。ＣＭ２Ａは、Ｈｏｓｔ８と接続される。ＣＭ２Ｂは、Ｈｏｓｔ８と接続される。なお、ＣＭ２Ａ，ＣＭ２Ｂは、ストレージ制御装置の一例である。

ストレージ装置１のＣＭ２Ａは、Ｈｏｓｔ８からＵＮＭＡＰコマンドを受け付けると、ＵＮＭＡＰコマンドに応じて、Ｄｉｓｋ３Ａ上の記憶領域の領域解放（ＵＮＭＡＰ）を実行する。ＣＭ２Ａは、ＵＮＭＡＰを実行すると、ＣＭ２Ｂの領域解放を管理するために用いられるＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを生成する。ＣＭ２Ａは、ＣＭ２ＢにＵＮＭＡＰを非同期で実行させ、ＵＮＭＡＰ制御テーブルを用いて、ＵＮＭＡＰの進捗情報を管理する。そして、ＣＭ２Ａは、ＣＭ２ＢのＵＮＭＡＰ中にＷｒｉｔｅコマンドが発生した場合に、Ｗｒｉｔｅコマンドに応じて書き込み処理を実行するとともに、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを用いて、ＣＭ２Ｂにおいて書き込み処理が発生した箇所のＵＮＭＡＰが完了したか否かを判定する。そして、ＣＭ２Ａは、書き込み処理が発生した箇所のＵＮＭＡＰが完了していなければ、ＣＭ２Ｂにおける当該箇所についてＵＮＭＡＰを完了させてから書き込み処理を実行させる。これにより、ストレージ装置１は、ＣＭ２ＡおよびＣＭ２ＢのＵＮＭＡＰ完了まで書き込み処理を待ち合わせる場合と比べて、Ｗｒｉｔｅコマンドに対する応答にかかる時間を短縮することが可能となる。

ＣＭ２Ａ，２Ｂは、それぞれ、ストレージ装置１を制御する制御装置である。ＣＭ２Ａ，２Ｂは、それぞれ、ＣＡ２１、プロセッサ２２、メモリ２３、ＩＯコントローラ２４およびＤＩ２５を有する。

ＣＡ２１は、Ｈｏｓｔ８とのインタフェースを担う。ＤＩ２５は、Ｄｉｓｋ３Ａとのインタフェースを担う。ＩＯコントローラ２４は、ＣＭ同士を接続するためのインタフェースを担う。

プロセッサ２２は、メモリ２３が記憶するファームウェアを実行することでＣＭ（２Ａ、２Ｂ）をストレージ制御装置として動作させる。ＣＭ２Ａのプロセッサ２２は、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１、第１更新制御部２２２、切り離し制御部２２３および第１コピー制御部２２４を有する。ＣＭ２Ｂのプロセッサ２２は、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５、第２更新制御部２２６、読出制御部２２７および第２コピー制御部２２８を有する。

メモリ２３は、プロセッサ２２で実行されるファームウェアやファームウェアが使用するデータ等を記憶するＲＡＭ（Random Access Memory）である。ＣＭ２Ａのメモリ２３は、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを記憶する。ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａは、バックアップ先のＣＭ２ＢでのＵＮＭＡＰを管理するために用いられるテーブルであり、ＣＭ２ＢでのＵＮＭＡＰの進捗情報を管理する。なお、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａは、例えば、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１によって生成され、更新される。

Ｄｉｓｋ３Ａ、３Ｂは、それぞれ、業務ボリュームおよびバックアップボリュームのデータを格納する。バックアップ元のＤｉｓｋ３Ａは、シンプロビジョニング用のボリュームを有するＤｉｓｋである。バックアップ先のＤｉｓｋ３Ｂは、シンプロビジョニング用のボリュームを有するＤｉｓｋであってもシンプロビジョニング用でないボリュームを有するＤｉｓｋであっても良い。

ここで、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａのデータ構造の一例を、図２を参照して説明する。図２は、実施例１に係るＵＮＭＡＰ制御テーブルのデータ構造の一例を示す図である。図２に示すように、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａは、コピー元ボリューム番号、コピー先ボリューム番号、開始論理アドレス、終了論理アドレス、処理中論理アドレスおよびＢｉｔｍａｐを対応付けて記憶する。

コピー元ボリューム番号は、コピー元のＤｉｓｋ３Ａ内の論理ボリューム番号である。コピー先ボリューム番号は、コピー先のＤｉｓｋ３Ｂ内の論理ボリューム番号である。開始論理アドレスは、ＵＮＭＡＰ開始の論理アドレスである。終了論理アドレスは、ＵＮＭＡＰ終了の論理アドレスである。処理中論理アドレスは、ＵＮＭＡＰ処理中の論理アドレスである。Ｂｉｔｍａｐは、ＵＮＭＡＰの進捗情報を管理するための情報である。Ｂｉｔｍａｐには、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの連続した数ブロックを１単位として、１単位につき１ビットでＵＮＭＡＰの進捗情報が表される。数ブロックは、一例として１６ブロックであるが、これに限定されるものではない。１ビットで表される進捗情報は、ＵＮＭＡＰ完了であることを示す「０」、ＵＮＭＡＰ未完了であることを示す「１」が設定される。

一例として、コピー元ボリューム番号が「１」、コピー先ボリューム番号が「２」である場合に、開始論理アドレスとして「０ｘ０００００１００」、終了論理アドレスとして「０ｘ０１３ｆｆｆｆｆ」、処理中論理アドレスとして「０ｘ０００００１００」が設定されている。加えて、Ｂｉｔｍａｐ情報には、全てＵＮＭＡＰ未完了であることを示す「１」が設定されている。

第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、ＥＣの実行中に、Ｈｏｓｔ８からのＵＮＭＡＰの要求に応じてコピー元の自己のＣＭ２Ａおよびコピー先のＣＭ２ＢのＵＮＭＡＰ処理を制御する。

例えば、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、Ｈｏｓｔ８からＵＮＭＡＰコマンドを受け付けると、ＵＮＭＡＰコマンドに含まれる開始論理アドレス、終了論理アドレス、ＵＮＭＡＰサイズに応じてコピー元のボリュームのＵＮＭＡＰを実行する。すなわち、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの物理データ格納領域の割り当てを、ＵＮＭＡＰサイズの範囲で解放する。Ｈｏｓｔ８は、ＵＮＭＡＰすべきボリュームの最大ＵＮＭＡＰサイズを意識してＵＮＭＡＰコマンドを発行する。このため、ＵＮＭＡＰコマンドにより指定されるＵＮＭＡＰサイズは、ＵＮＭＡＰすべきボリュームの最大ＵＮＭＡＰサイズ以下に指定されるため、ＵＮＭＡＰは、ＵＮＭＡＰサイズの範囲で終了する。

また、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、コピー先のＣＭ２ＢでのＵＮＭＡＰを管理するために用いられるＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａをメモリ２３上に獲得し、ＵＮＭＡＰすべき範囲を格納する。そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、Ｈｏｓｔ８に対して、ＵＮＭＡＰ完了の応答を返す。そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、コピー先のＣＭ２Ｂに、ＵＮＭＡＰコマンドに応じたＵＮＭＡＰを実行するように指示する。なお、指示を受け付けたコピー先のＣＭ２Ｂは、非同期でＵＮＭＡＰコマンドに応じたＵＮＭＡＰを実行する。

また、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、コピー先のＣＭ２ＢでＵＮＭＡＰが実行されるごとに、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを更新する。すなわち、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａについて、処理中の論理アドレスを更新するとともに、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの範囲で、ＵＮＭＡＰが終了した範囲をＢｉｔｍａｐに設定する。

また、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、コピー先のＣＭ２ＢでＵＮＭＡＰが完了すると、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを解放する。

第１更新制御部２２２は、Ｈｏｓｔ８からの更新要求に応じて、ＵＮＭＡＰ中の更新を制御する。

例えば、第１更新制御部２２２は、Ｈｏｓｔ８からＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドを受け付けると、ＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドに応じて、コピー元のボリュームの更新範囲にデータを更新する。そして、第１更新制御部２２２は、Ｈｏｓｔ８に対して、書き込み完了の応答を返す。

また、第１更新制御部２２２は、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを参照して、コピー先において更新範囲が既にＵＮＭＡＰ済みであるか否かを判定する。第１更新制御部２２２は、コピー先において更新範囲がまだＵＮＭＡＰ済みでない場合には、コピー先のＣＭ２Ｂに更新範囲のＵＮＭＡＰを実行するように指示する。そして、第１更新制御部２２２は、コピー先のＣＭ２Ｂで更新範囲のＵＮＭＡＰが実行されると、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを更新する。すなわち、第１更新制御部２２２は、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａについて、処理中の論理アドレスを更新するとともに、ＵＮＭＡＰが終了した更新範囲をＢｉｔｍａｐに設定する。

また、第１更新制御部２２２は、コピー先において更新範囲のＵＮＭＡＰが終了すると、コピーセッションが切り離されていなければ、コピー先のＣＭ２Ｂに、更新範囲へのデータの更新を指示する。なお、第１更新制御部２２２は、コピーセッションが切り離されていれば、コピー先のＣＭ２Ｂに、データの更新を指示しない。

切り離し制御部２２３は、Ｈｏｓｔ８からの切り離し要求に応じてコピーセッションの一時切り離しを制御する。例えば、切り離し制御部２２３は、Ｈｏｓｔ８からＳｕｓｐｅｎｄコマンドを受け付けると、ＣＭ２ＡとＣＭ２Ｂとのコピーセッションを一時的に切り離す。

第１コピー制御部２２４は、Ｈｏｓｔ８からのコピー要求に応じてバックアップのコピーを制御する。例えば、第１コピー制御部２２４は、Ｈｏｓｔ８からバックアップのコピーコマンドを受け付けると、コピーセッションが接続されたＣＭ２ＡからＣＭ２Ｂへ順次コピーする。

第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、コピー元のＵＮＭＡＰ指示に応じて、コピー元と非同期で、ＵＮＭＡＰを実行する。

例えば、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、コピー元からＵＮＭＡＰ指示を受け付けると、指示に含まれる開始論理アドレス、終了論理アドレス、ＵＮＭＡＰサイズおよび自己のボリュームの最大ＵＮＭＡＰサイズに応じてコピー先のボリュームのＵＮＭＡＰを実行する。すなわち、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、指示されたＵＮＭＡＰサイズが自己のボリュームの最大ＵＮＭＡＰサイズより大きい場合には、以下の処理を行う。第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの物理データ格納領域の割り当てを、自己のボリュームの最大ＵＮＭＡＰサイズの範囲ずつ繰り返し解放する。そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、１回のＵＮＭＡＰが終了するごとに、終了した範囲および次の処理する論理アドレスをコピー元のＣＭ２Ａに通知する。

また、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、コピー元から更新範囲のＵＮＭＡＰ指示を受け付けると、指示に含まれる更新範囲について、先行してＵＮＭＡＰを実行する。そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、１回または予め定められた数回のＵＮＭＡＰが終了するごとに、終了した範囲および次の処理する論理アドレスをコピー元のＣＭ２Ａに通知する。

第２更新制御部２２６は、コピー元の更新指示に応じて、ＵＮＭＡＰ中の更新を制御する。例えば、第２更新制御部２２６は、コピー元から更新指示を受け付けると、更新指示に応じて、コピー先のボリュームの更新範囲にデータを更新する。

読出制御部２２７は、ＥＣの実行中に、Ｈｏｓｔ８からの読み出しの要求に応じて読み出し処理を制御する。

例えば、読出制御部２２７は、Ｈｏｓｔ８からＲｅａｄコマンドを受け付けると、ＣＭ２Ａで管理されるＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１ＡのＢｉｔｍａｐ情報を用いて、読み出し箇所がＵＮＭＡＰ済みであるか否かを判定する。読出制御部２２７は、読出し箇所がＵＮＭＡＰ済みである場合には、Ｈｏｓｔ８に、ボリューム上の読み出し箇所のデータを読み出し応答として返す。読出制御部２２７は、読出し箇所がまだＵＮＭＡＰ済みでない場合には、Ｈｏｓｔ８に、まだＵＮＭＡＰ済みでないがＵＮＭＡＰ済みであることを示す「０」データを読み出し応答として返す。

第２コピー制御部２２８は、コピー元のコピー指示に応じてバックアップのコピーを制御する。例えば、第２コピー制御部２２８は、コピー元のＣＭ２Ａからコピー範囲のデータを受け付けると、自己のボリュームのコピー範囲にデータをコピーする。

［ＵＮＭＡＰ制御処理の一例］
図３は、実施例１に係るＵＮＭＡＰ制御処理の一例を示す図である。図３では、ＣＭ２ＡのＴｙｐｅＡの論理ボリューム＃１からＣＭ２ＢのＴｙｐｅＢの論理ボリューム＃２へのＥＣの実行中に、Ｈｏｓｔ８からＣＭ２ＡへＵＮＭＡＰコマンドが発行された場合である。ＴｙｐｅＡは、一度にＵＮＭＡＰ可能な最大サイズが１０ＧＢである論理ボリュームのタイプである。ＴｙｐｅＢは、一度にＵＮＭＡＰ可能な最大サイズが１ＭＢである論理ボリュームのタイプである。すなわち、コピー元の論理ボリュームおよびコピー先の論理ボリュームでは、ＵＮＭＡＰの挙動が異なる。

図３に示すように、ＣＭ２Ａでは、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１が、Ｈｏｓｔ８から発行されたＵＮＭＡＰコマンドを受け付ける（１）。ＵＮＭＡＰコマンドには、「０ｘ０００００１００」の開始論理アドレス、「０ｘ０１３ｆｆｆｆｆ」の終了論理アドレスおよび１０ＧＢのＵＮＭＡＰサイズが含まれる。

そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、コピー元の論理ボリューム＃１について、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの物理データ格納領域の割り当てを、１０ＧＢのＵＮＭＡＰサイズの範囲で解放する（２）。論理ボリューム＃１の一度のＵＮＭＡＰ可能な最大サイズがＵＮＭＡＰコマンドで指定されたＵＮＭＡＰサイズと一致するので、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、一度でＵＮＭＡＰ処理を完了する。

そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、コピー先のＣＭ２ＢでのＵＮＭＡＰを管理するために用いられるＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａをメモリ２３上に獲得し、ＵＮＭＡＰすべき範囲を設定する（３）。ここでは、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａには、コピー元ボリューム番号として「１」、コピー先ボリューム番号として「２」が設定される。開始論理アドレスとして「０ｘ０００００１００」、終了論理アドレスとして「０ｘ０１３ｆｆｆｆｆ」、処理中論理アドレスとして開始論理アドレスと同じ「０ｘ０００００１００」が設定される。加えて、Ｂｉｔｍａｐには、ＵＮＭＡＰが全て未完了であることを示す「１」が設定される。

そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、Ｈｏｓｔ８に対して、ＵＮＭＡＰ完了の応答を返す（４）。そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、コピー先のＣＭ２Ｂに、ＵＮＭＡＰコマンドに応じたＵＮＭＡＰを実行するように指示する。

ＣＭ２Ｂでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５が、ＣＭ２ＡからのＵＮＭＡＰの指示を受け付けると、コピー先の論理ボリューム＃２について、非同期でＵＮＭＡＰ処理を実施する（５）。ここでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、コピー先の論理ボリューム＃２について、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの物理データ格納領域の割り当てを、１０ＧＢのＵＮＭＡＰサイズの範囲で１ＭＢずつ解放する。

ＣＭ２Ａでは、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１が、コピー先のＣＭ２ＢでＵＮＭＡＰが実行されるごとに、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを更新する（６）。ここでは、処理中論理アドレスとして「０ｘ０００００９００」が設定される。加えて、Ｂｉｔｍａｐには、ＵＮＭＡＰが完了したブロックに対応するビットに完了したことを示す「０」が設定される。

そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、コピー先のＣＭ２Ｂで、１０ＧＢのＵＮＭＡＰサイズの範囲のＵＮＭＡＰが完了したら、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを解放する。

［更新制御処理の一例］
図４は、実施例１に係る更新制御処理の一例を示す図である。図４では、ＣＭ２Ａの論理ボリューム＃１からＣＭ２Ｂの論理ボリューム＃２へのＥＣの実行中に、Ｈｏｓｔ８からＣＭ２ＡへＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドが発行された場合である。なお、図３では、コピーセッションが切り離されていない場合について説明する。

図４に示すように、ＣＭ２Ａでは、第１更新制御部２２２が、Ｈｏｓｔ８から発行されたＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドを受け付ける（１）。ＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドには、更新箇所および更新すべきデータが含まれる。

そして、第１更新制御部２２２は、ＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドに応じて、コピー元の論理ボリューム＃１の更新範囲にデータを更新する（２）。そして、第１更新制御部２２２は、Ｈｏｓｔ８に対して、書き込み完了の応答を返す（３）。そして、第１更新制御部２２２は、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを参照して、更新範囲が既にＵＮＭＡＰ済みであるか否かを判定する。第１更新制御部２２２は、更新範囲がまだＵＮＭＡＰ済みでない場合には、コピー先のＣＭ２Ｂに更新範囲のＵＮＭＡＰを実行するように指示する。

ＣＭ２Ｂでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５が、ＣＭ２Ａからの更新範囲のＵＮＭＡＰの指示を受け付けると、コピー先の論理ボリューム＃２について、先行して更新範囲でＵＮＭＡＰを実行する（４）。

ＣＭ２Ａでは、第１更新制御部２２２が、コピー先のＣＭ２Ｂで更新範囲のＵＮＭＡＰが実行されると、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを更新する（５）。ここでは、Ｂｉｔｍａｐには、ＵＮＭＡＰが完了した更新範囲に対応するビットに、完了したことを示すｏｆｆ（「０」）が設定される。

そして、第１更新制御部２２２は、コピーセッションが切り離されていないので、コピー先のＣＭ２Ｂに、更新範囲へのデータの更新を指示する。ＣＭ２Ｂでは、第２更新制御部２２６が、更新範囲へのデータの更新指示を受け付けると、更新範囲にデータを更新する（６）。

この後、ＣＭ２Ｂでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５が、更新された更新範囲のＵＮＭＡＰを先行して実施したので、順次実施されるＵＮＭＡＰの中で当該更新範囲のＵＮＭＡＰを実施しない。

［読出制御処理の一例］
図５は、実施例１に係る読出制御処理の一例を示す図である。図５では、ＣＭ２Ａの論理ボリューム＃１からＣＭ２Ｂの論理ボリューム＃２へのＥＣの実行中に、Ｈｏｓｔ８からＣＭ２ＢへＲｅａｄコマンドが発行された場合である。

図５に示すように、ＣＭ２Ｂでは、読出制御部２２７が、Ｈｏｓｔ８から発行されたＲｅａｄコマンドを受け付ける（１）。Ｒｅａｄコマンドには、読み出し箇所が含まれる。

読出制御部２２７は、ＣＭ２Ａで管理されるＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１ＡのＢｉｔｍａｐを確認し、読み出し箇所がＵＮＭＡＰ済みであるか否かを判定する（３）。ここでは、読み出し箇所が「１１１１１１１１」であるので、ＵＮＭＡＰ済みでない、すなわちＵＮＭＡＰ未完了であると判定される。

そして、読出制御部２２７は、Ｈｏｓｔ８に対して、ＵＮＭＡＰしたことを示す「０」データを読み出し応答として返す（４）。この段階では、ＵＮＭＡＰ未完了であるが、今後、ＵＮＭＡＰが実施されるからである。なお、読出制御部２２７は、読出し箇所がＵＮＭＡＰ済みであると判定した場合には、Ｈｏｓｔ８に対して、論理ボリューム上の読み出し箇所のデータを読み出し応答として返す。

［コピーセッションの切り離し後の更新制御処理の一例］
図６Ａ～図６Ｃは、実施例１に係る切り離し後の更新制御処理の一例を示す図である。

図６Ａでは、コピーセッションが一時的に切り離された（Ｓｕｓｐｅｎｄ）状態の場合であってＣＭ２ＢでＵＮＭＡＰが実施されている場合に、Ｈｏｓｔ８からＣＭ２ＡへＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドが発行された場合について説明する。かかる場合には、ＣＭ２Ａの第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、Ｓｕｓｐｅｎｄ状態のまま、ＣＭ２ＢのＵＮＭＡＰ処理を実行させる。ＣＭ２Ｂの第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、非同期に、ＵＮＭＡＰ処理を実行する。

図６Ａに示すように、ＣＭ２Ａでは、第１更新制御部２２２が、Ｈｏｓｔ８から発行されたＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドを受け付ける（１）。ＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドには、更新箇所および更新すべきデータが含まれる。

この後、ＣＭ２Ａでは、第１更新制御部２２２は、Ｓｕｓｐｅｎｄ状態であるので、ＣＭ２Ｂに対して更新範囲へのデータの更新を指示しない。

図６Ｂでは、コピーセッションが一時的に切り離された（Ｓｕｓｐｅｎｄ）状態の場合であって、ＣＭ２ＢでＵＮＭＡＰが実施されている場合に、Ｈｏｓｔ８からＣＭ２ＢへＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドが発行された場合について説明する。かかる場合には、ＣＭ２Ａの第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、Ｓｕｓｐｅｎｄ状態のまま、ＣＭ２ＢのＵＮＭＡＰ処理を実行させる。ＣＭ２Ｂの第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、非同期に、ＵＮＭＡＰ処理を実行する。

図６Ｂに示すように、ＣＭ２Ｂでは、第２更新制御部２２６が、Ｈｏｓｔ８から発行されたＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドを受け付ける（１）。ＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドには、更新箇所および更新すべきデータが含まれる。

第２更新制御部２２６は、ＣＭ２Ａで管理されるＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１ＡのＢｉｔｍａｐを確認し、更新箇所がＵＮＭＡＰ済みであるか否かを判定する。ここでは、更新箇所がＵＮＭＡＰ済みでない、すなわちＵＮＭＡＰ未完了であると判定されるとする。すると、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、コピー先の論理ボリューム＃２について、先行して更新範囲でＵＮＭＡＰを実行する（２）。

そして、第２更新制御部２２６が、コピー先のＣＭ２Ｂで更新範囲のＵＮＭＡＰが実行されると、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを更新する（３）。ここでは、Ｂｉｔｍａｐには、ＵＮＭＡＰが完了した更新範囲に対応するビットに、完了したことを示すｏｆｆ（「０」）が設定される。

そして、第２更新制御部２２６は、更新範囲にデータを更新する（４）。そして、第２更新制御部２２６は、Ｈｏｓｔ８に対して、書き込み完了の応答を返す（５）。

この後、ＣＭ２Ｂでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５が、更新された更新範囲のＵＮＭＡＰを先行して実施したので、順次実施されるＵＮＭＡＰで当該範囲のＵＮＭＡＰを実施しない。

図６Ｃでは、コピーセッションが完全に切り離された（停止された）場合であって、ＣＭ２ＢでＵＮＭＡＰが実施されている場合に、Ｈｏｓｔ８からＣＭ２ＢへＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドが発行された場合について説明する。かかる場合でも、ＣＭ２Ａの第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、Ｓｕｓｐｅｎｄ状態のまま、ＣＭ２ＢのＵＮＭＡＰ処理を実行させる。ＣＭ２Ｂの第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、非同期に、ＵＮＭＡＰ処理を実行する。

図６Ｃに示すように、ＣＭ２Ｂでは、第２更新制御部２２６が、Ｈｏｓｔ８から発行されたＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドを受け付ける（１）。ＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドには、更新箇所および更新すべきデータが含まれる。

この後、ＣＭ２Ｂでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５が、更新された更新範囲のＵＮＭＡＰを先行して実施したので、順次実施されるＵＮＭＡＰで当該範囲のＵＮＭＡＰを実施しない。また、コピーセッションが停止した後であるので、ＣＭ２Ａでコピー元が更新されても、コピー先には何もしない。

［ＵＮＭＡＰ発行された場合の処理のフローチャート］
図７は、コピー元へＵＮＭＡＰ発行された場合の処理のフローチャートの一例を示す図である。なお、図７では、コピー元のＣＭ２Ａからコピー先のＣＭ２ＢへＥＣを実行している場合であるとする。

図７に示すように、ＣＭ２Ａでは、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１が、Ｈｏｓｔ８からＵＮＭＡＰコマンドを受け付ける（ステップＳ１１）。ＵＮＭＡＰコマンドには、開始論理アドレス、終了論理アドレス、ＵＮＭＡＰサイズが含まれる。すると、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、ＥＣのコピー元の論理ボリュームの物理データ格納領域の割り当てを解放する（ステップＳ１２）。

そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａをメモリ２３上に作成し、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａに開始論理アドレスおよび終了論理アドレスを記憶する（ステップＳ１３）。そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、Ｈｏｓｔ８に対して、ＵＮＭＡＰ完了の応答を返す（ステップＳ１４）。

その後、ＣＭ２ＡからＵＮＭＡＰ指示を受け付けたＣＭ２Ｂでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５が、非同期で、ＵＮＭＡＰすべく、ＵＮＭＡＰする範囲を決定する（ステップＳ１５）。そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、決定したＵＮＭＡＰする範囲の物理データ格納領域の割り当てを解放（ＵＮＭＡＰ）する（ステップＳ１６）。

そして、ＣＭ２Ａでは、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１が、ＣＭ２ＢでのＵＮＭＡＰ終了に応じて、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａの、処理中論理アドレスとＢｉｔｍａｐ情報を更新する（ステップＳ１７）。すなわち、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａについて、処理中論理アドレスを更新するとともに、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの範囲で、ＵＮＭＡＰが終了した範囲をＢｉｔｍａｐに設定する。

そして、ＣＭ２Ｂでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５が、ＵＮＭＡＰすべき範囲でコピー先の全ての領域を解放したか否かを判定する（ステップＳ１８）。コピー先の全ての領域を解放していないと判定した場合には（ステップＳ１８；Ｎｏ）、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、次回解放すべき範囲を決定する（ステップＳ１９）。そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、ステップＳ１６に移行する。

一方、コピー先の全ての領域を解放したと判定した場合には（ステップＳ１８；Ｙｅｓ）、ＣＭ２Ａでは、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１が、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを解放する（ステップＳ２０）。

［ＵＮＭＡＰ処理中のコピー元へ更新発行された場合の処理のフローチャート］
図８は、ＵＮＭＡＰ処理中のコピー元へ更新発行された場合の処理のフローチャートの一例を示す図である。なお、図８では、コピー元のＣＭ２Ａからコピー先のＣＭ２ＢへＥＣを実行している場合であり、さらにＵＮＭＡＰ処理中である場合であるとする。

図８に示すように、第１更新制御部２２２は、Ｈｏｓｔ８からＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドを受け付ける（ステップＳ３１）。すると、第１更新制御部２２２は、ＥＣのコピー元の論理ボリュームの更新範囲にデータを更新する（ステップＳ３２）。そして、第１更新制御部２２２は、Ｈｏｓｔ８に対して、書き込み完了の応答を返す（ステップＳ３３）。

第１更新制御部２２２は、更新範囲のＢｉｔｍａｐ情報をチェックし（ステップＳ３４）、更新範囲に相当するコピー先の領域が既にＵＮＭＡＰ済みであるか否かを判定する（ステップＳ３５）。ＵＮＭＡＰ済みであると判定した場合には（ステップＳ３５；Ｙｅｓ）、第１更新制御部２２２は、ステップＳ３８に移行する。

一方、ＵＮＭＡＰ済みでないと判定した場合には（ステップＳ３５；Ｎｏ）、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、コピー先に対して、更新範囲の論理ボリュームの物理データ格納領域の割り当てを解放させる（ステップＳ３６）。

そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１は、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａの、処理中論理アドレスとＢｉｔｍａｐ情報を更新する（ステップＳ３７）。すなわち、第１ＵＮＭＡＰ制御部２３１は、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａについて、処理中論理アドレスを更新するとともに、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの範囲で、ＵＮＭＡＰを終了させた更新範囲をＢｉｔｍａｐに設定する。そして、第１更新制御部２２２は、ステップＳ３８に移行する。

ステップＳ３８において、第１更新制御部２２２は、ＥＣのコピーセッションが一時切り離し状態であるか否かを判定する（ステップＳ３８）。ＥＣのコピーセッションが一時切り離し状態でないと判定した場合には（ステップＳ３８；Ｎｏ）、第１更新制御部２２２は、コピー先に対して、更新範囲にデータを書き込ませるべく、当該データを転送する（ステップＳ３９）。そして、第１更新制御部２２２は、更新制御処理を終了する。

一方、ＥＣのコピーセッションが一時切り離し状態であると判定した場合には（ステップＳ３８；Ｙｅｓ）、第１更新制御部２２２は、コピー先に対して、データを転送しないで、更新制御処理を終了する。

［コピー先のＵＮＭＡＰ中の読出処理のフローチャート］
図９は、コピー先ＵＮＭＡＰ中の読出処理のフローチャートの一例を示す図である。なお、図９では、コピー元のＣＭ２Ａからコピー先のＣＭ２ＢへＥＣを実行している場合であり、さらにＵＮＭＡＰ処理中である場合であるとする。

図９に示すように、読出制御部２２７は、Ｈｏｓｔ８からＲｅａｄコマンドを受け付ける（ステップＳ４１）。すると、読出制御部２２７は、読み出し箇所のＢｉｔｍａｐ情報をチェックし（ステップＳ４２）、読み出し範囲に相当するコピー先の領域が既にＵＮＭＡＰ済みであるか否かを判定する（ステップＳ４３）。

ＵＮＭＡＰ済みであると判定した場合には（ステップＳ４３；Ｙｅｓ）、読出制御部２２７は、コピー先の論理ボリュームに格納しているデータをキャッシュ上に読み出す（ステップＳ４４）。そして、読出制御部２２７は、ステップＳ４６に移行する。

一方、ＵＮＭＡＰ済みでないと判定した場合には（ステップＳ４３；Ｎｏ）、読出制御部２２７は、ＵＮＭＡＰしたことを示す「０」データをキャッシュ上に用意する（ステップＳ４５）。そして、読出制御部２２７は、ステップＳ４６に移行する。

ステップＳ４６において、読出制御部２２７は、Ｈｏｓｔ８に対して、キャッシュ上のデータをＲｅａｄ情報として応答する（ステップＳ４６）。そして、読出制御部２２７は、読出処理を終了する。

［セッション停止後にコピー先へ更新発行された場合の処理のフローチャート］
図１０は、セッション停止後にコピー先へ更新発行された場合の処理のフローチャートの一例を示す図である。なお、図１０では、コピー元のＣＭ２Ａからコピー先のＣＭ２ＢへＥＣを実行していたが、コピーセッションを停止した場合であり、さらにＵＮＭＡＰ処理中である場合であるとする。図１０のフローチャートは、図６Ｃで説明した切り離し後の更新制御処理の一例に対応する。

図１０に示すように、第２更新制御部２２６は、Ｈｏｓｔ８からＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドを受け付ける（ステップＳ５１）。すると、第２更新制御部２２６は、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを検索し（ステップＳ５２）、更新範囲を管理するＵＮＭＡＰ制御テーブル２３Ａが存在するか否かを判定する（ステップＳ５３）。更新範囲を管理するＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａが存在しないと判定した場合には（ステップＳ５３；Ｎｏ）、第２更新制御部２２６は、データを更新すべく、ステップＳ５８に移行する。

一方、更新範囲を管理するＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａが存在すると判定した場合には（ステップＳ５３：Ｙｅｓ）、第２更新制御部２２６は、更新範囲のＢｉｔｍａｐ情報をチェックし（ステップＳ５４）、更新範囲に相当するコピー先の領域が既にＵＮＭＡＰ済みであるか否かを判定する（ステップＳ５５）。ＵＮＭＡＰ済みであると判定した場合には（ステップＳ５５；Ｙｅｓ）、第２更新制御部２２６は、データを更新すべく、ステップＳ５８に移行する。

一方、ＵＮＭＡＰ済みでないと判定した場合には（ステップＳ５５；Ｎｏ）、第２更新制御部２２６は、更新範囲の論理ボリュームの物理データ格納領域の割り当てを解放する（ステップＳ５６）。

そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａの、処理中論理アドレスとＢｉｔｍａｐ情報を更新する（ステップＳ５７）。すなわち、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａについて、処理中論理アドレスを更新するとともに、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの範囲で、ＵＮＭＡＰを終了させた更新範囲をＢｉｔｍａｐに設定する。そして、第２更新制御部２２６は、ステップＳ５８に移行する。

ステップＳ５８において、第２更新制御部２２６は、更新範囲にデータを更新する（ステップＳ５８）。そして、第２更新制御部２２６は、Ｈｏｓｔ８に対して、書き込み完了の応答を返す（ステップＳ５９）。

［実施例１の効果］
上記実施例１によれば、ストレージ装置１は、ＣＭ２ＡからＣＭ２Ｂへコピー処理を行う。ＣＭ２Ａは、ＣＭ２Ａの記憶領域の割当解放処理を実行する。ＣＭ２Ａは、割当解放処理が実行されると、ＣＭ２Ｂの割当解放処理を管理するために用いられるＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを生成する。ＣＭ２Ａは、ＣＭ２Ｂに割当解放処理を非同期で実行させ、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを用いて、割当解放処理の進捗情報を管理する。ＣＭ２Ａは、ＣＭ２Ｂの割当解放処理中に、書き込み処理が発生した場合に、書き込み処理を実行するとともに、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａを用いて、ＣＭ２Ｂにおいて書き込み処理が発生した箇所の割当解放処理が完了したか否かを判定する。そして、ＣＭ２Ａは、ＣＭ２Ｂにおいて書き込み処理が発生した箇所の割当解放処理が完了していなければ、ＣＭ２Ｂにおける当該箇所について割当解放処理を完了させてから書き込み処理を実行させる。かかる構成によれば、ストレージ装置１は、コピー元とコピー先との間でコピー処理を行う場合であって物理データ格納領域の解放処理中に解放範囲にデータの更新要求がされても、更新要求に対する応答にかかる時間を短縮できる。

また、上記実施例１によれば、ＣＭ２Ａは、Ｈｏｓｔ８から割当解放処理の依頼を受け付けると、ＣＭ２Ａの記憶領域の割当解放処理を実行し、実行が完了すると、当該依頼の応答をＨｏｓｔ８に送信する。かかる構成によれば、ストレージ装置１は、Ｈｏｓｔ８からの割当解放処理の依頼に対して、ＣＭ２Ａの記憶領域の割当解放処理の実行が完了すると、ＣＭ２Ｂの割当解放処理の実行完了を待たないで応答を返すので、Ｈｏｓｔ８への応答にかかる時間を短縮できる。

また、上記実施例１によれば、ＣＭ２Ａは、Ｈｏｓｔ８から書き込み処理の依頼を受け付けると、ＣＭ２Ａの書き込み処理を実行し、実行が完了すると、当該依頼の応答をＨｏｓｔ８に送信する。かかる構成によれば、ストレージ装置１は、Ｈｏｓｔ８からの書き込み処理の依頼に対して、ＣＭ２Ａの記憶領域の書き込み処理の実行が完了すると、ＣＭ２Ｂの書き込み処理の実行完了を待たないで応答を返すので、Ｈｏｓｔ８への応答にかかる時間を短縮できる。

また、上記実施例１によれば、ＣＭ２Ｂは、ＣＭ２Ａからの第１の指示に応じて、所定の箇所の割当解放処理を非同期で実行する。ＣＭ２Ｂは、ＣＭ２Ａからの第２の指示に応じて、書き込み処理が発生した箇所について割当解放処理を先行して実行する。ＣＭ２Ｂは、ＣＭ２Ａからの第３の指示に応じて、書き込み処理が発生した箇所にデータを書き込み、書き込みが完了したことをＣＭ２Ａに応答する。かかる構成によれば、ストレージ装置１は、コピー先で物理データ格納領域の解放処理中に、コピー元から書き込み指示があっても、コピー元に対する書き込み完了応答にかかる時間を短縮できる。

ところで、実施例１では、ＥＣにおけるコピー先のＵＮＭＡＰに時間がかかる場合に、Ｗｒｉｔｅコマンドに対する応答にかかる時間を短縮するストレージ装置１（ストレージシステム）について説明した。実施例２では、ＲＥＣにおけるコピー先のストレージ装置のＵＮＭＡＰに時間がかかる場合に、Ｗｒｉｔｅコマンドに対する応答にかかる時間を短縮する場合について説明する。

［ストレージシステムのハードウェア構成］
図１１は、実施例２に係るストレージシステムのハードウェア構成の一例を示す図である。なお、図１に示すストレージ装置１と同一の構成については同一符号を示すことで、その重複する構成および動作の説明については省略する。実施例１と実施例２とが異なるところは、実施例１では、ストレージシステムに１個のストレージ装置１が構成されるのに対して、実施例２では、ストレージシステム９に第１ストレージ装置１Ａおよび第２ストレージ装置１Ｂの２個のストレージ装置が構成される点である。そして、実施例１と実施例２とが異なるところは、ＩＯコントローラ２４をＲＡ４１に変更した点にある。実施例１と実施例２とが異なるところは、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａの記憶場所をＣＭ２ＡからＣＭ２Ｂに変更し、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂに変更した点にある。加えて、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａの記憶場所を変更したことにより、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１、第１更新制御部２２２を、それぞれ第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａ、第１更新制御部２２２Ａに変更した点にある。ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａの記憶場所を変更したことにより、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５、第２更新制御部２２６、読出制御部２２７を、それぞれ第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂ、第２更新制御部２２６Ｂ、読出制御部２２７Ｂに変更した点にある。

ＲＡ４１は、ストレージ装置同士を接続するためのインタフェースを担う。

第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、ＲＥＣの実行中に、Ｈｏｓｔ８からのＵＮＭＡＰの要求に応じてコピー元の自己のＣＭ２Ａおよびコピー先のＣＭ２ＢのＵＮＭＡＰ処理を制御する。但し、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、ＵＮＭＡＰの応答をＨｏｓｔ８に返した後は、第２ストレージ装置１Ｂに対するＵＮＭＡＰ処理に関して関知しない。

例えば、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、Ｈｏｓｔ８からＵＮＭＡＰコマンドを受け付けると、ＵＮＭＡＰコマンドに含まれる開始論理アドレス、終了論理アドレス、ＵＮＭＡＰサイズに応じてコピー元のボリュームのＵＮＭＡＰを実行する。すなわち、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの物理データ格納領域の割り当てを、ＵＮＭＡＰサイズの範囲で解放する。Ｈｏｓｔ８は、コマンドを発行するボリュームの最大ＵＮＭＡＰサイズを意識している。このため、ＵＮＭＡＰコマンドにより指定されるＵＮＭＡＰサイズは、最大ＵＮＭＡＰサイズ以下として指定されるため、ＵＮＭＡＰは、ＵＮＭＡＰサイズの範囲で終了する。

また、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、コピー先の第２ストレージ装置１Ｂに、Ｈｏｓｔ８から受け付けたＵＮＭＡＰコマンドを発行する。そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、第２ストレージ装置１ＢからＵＮＭＡＰコマンドの発行に対する応答を受信すると、Ｈｏｓｔ８に対して、ＵＮＭＡＰ完了の応答を返す。この後、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、第２ストレージ装置１ＢのＵＮＭＡＰ処理に関して一切関知しない。

第１更新制御部２２２Ａは、Ｈｏｓｔ８からの更新要求に応じて、ＵＮＭＡＰ中の更新を制御する。

例えば、第１更新制御部２２２Ａは、Ｈｏｓｔ８からＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドを受け付けると、ＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドに応じて、コピー元のボリュームの更新範囲にデータを更新する。そして、第１更新制御部２２２Ａは、Ｈｏｓｔ８に対して、書き込み完了の応答を返す。そして、第１更新制御部２２２Ａは、第２ストレージ装置１Ｂに、更新があったことを通知する。

また、第１更新制御部２２２Ａは、コピーセッションが切り離されていなければ、コピー先の第２ストレージ装置１Ｂに、更新範囲へのデータの更新を指示する。なお、第１更新制御部２２２Ａは、コピーセッションが切り離されていれば、コピー先の第２ストレージ装置１Ｂに、データの更新を指示しない。

第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、コピー元のＵＮＭＡＰコマンドの発行に応じて、コピー元と非同期で、ＵＮＭＡＰを実行する。

例えば、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、コピー元の第１ストレージ装置１ＡからＵＮＭＡＰコマンドを受け付けると、ＵＮＭＡＰを管理するために用いられるＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂをメモリ２３上に獲得し、ＵＮＭＡＰすべき範囲を格納する。そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、第１ストレージ装置１Ａに対して、ＵＮＭＡＰコマンドに対する応答を返す。

そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、非同期で、ＵＮＭＡＰコマンドに含まれる開始論理アドレス、終了論理アドレス、ＵＮＭＡＰサイズおよび自己のボリュームの最大ＵＮＭＡＰサイズに応じてコピー先のボリュームのＵＮＭＡＰを実行する。すなわち、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、ＵＮＭＡＰサイズが自己のボリュームの最大ＵＮＭＡＰサイズより大きい場合には、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの物理データ格納領域の割り当てを、最大ＵＭＡＰサイズの範囲ずつ繰り返し解放（ＵＮＭＡＰ）する。そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、１回のＵＮＭＡＰが終了するごとに、終了した範囲および次の処理する論理アドレスをＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂに設定する。

そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、ＵＮＭＡＰ中に、コピー元の第１ストレージ装置１Ａから更新があったことを受け付けると、更新範囲のＵＮＭＡＰを先行して実行する。そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、更新範囲のＵＮＭＡＰが終了すると、更新範囲であるＵＮＭＡＰの終了した範囲をＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂに設定する。

そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、ＵＮＭＡＰが完了したら、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂを解放する。

第２更新制御部２２６Ｂは、コピー元の第１ストレージ装置１Ａの更新指示に応じて、ＵＮＭＡＰ中の更新を制御する。例えば、第２更新制御部２２６Ｂは、コピー元の第１ストレージ装置１Ａの更新指示を受け付けると、更新指示に応じて、コピー先のボリュームの更新範囲にデータを更新する。

読出制御部２２７Ｂは、ＲＥＣの実行中に、Ｈｏｓｔ８からの読み出しの要求に応じて読み出し処理を制御する。

例えば、読出制御部２２７Ｂは、Ｈｏｓｔ８からＲｅａｄコマンドを受け付けると、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１ＢのＢｉｔｍａｐ情報を用いて、読み出し箇所がＵＮＭＡＰ済みであるか否かを判定する。読出制御部２２７Ｂは、読出し箇所がＵＮＭＡＰ済みである場合には、Ｈｏｓｔ８に、ボリューム上の読み出し箇所のデータを読み出し応答として返す。読出制御部２２７Ｂは、読出し箇所がまだＵＮＭＡＰ済みでない場合には、Ｈｏｓｔ８に、ＵＮＭＡＰしたことを示す「０」データを読み出し箇所のデータとして返す。

［ＵＮＭＡＰ制御処理の一例］
図１２は、実施例２に係るＵＮＭＡＰ制御処理の一例を示す図である。なお、図１２では、第１ストレージ装置をプライマリ装置と称し、同じ符号１Ａで表わす。第２ストレージ装置をセカンダリ装置と称し、同じ符号１Ｂで表わす。

図１２では、コピー元のプライマリ装置１ＡのＴｙｐｅＡの論理ボリューム＃１からコピー先のセカンダリ装置１ＢのＴｙｐｅＢの論理ボリューム＃２へのＲＥＣの実行中に、Ｈｏｓｔ８からプライマリ装置１ＡへＵＮＭＡＰコマンドが発行された場合である。ＴｙｐｅＡは、一度にＵＮＭＡＰ可能な最大サイズが１０ＧＢである論理ボリュームのタイプである。ＴｙｐｅＢは、一度にＵＮＭＡＰ可能な最大サイズが１ＭＢである論理ボリュームのタイプである。すなわち、コピー元の論理ボリュームおよびコピー先の論理ボリュームでは、ＵＮＭＡＰの挙動が異なる。

図１２に示すように、プライマリ装置１Ａでは、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａが、Ｈｏｓｔ８から発行されたＵＮＭＡＰコマンドを受け付ける（１）。ＵＮＭＡＰコマンドには、「０ｘ０００００１００」の開始論理アドレス、「０ｘ０１３ｆｆｆｆｆ」の終了論理アドレスおよび１０ＧＢのＵＮＭＡＰサイズが含まれる。

そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、コピー元の論理ボリューム＃１について、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの物理データ格納領域の割り当てを、１０ＧＢのＵＮＭＡＰサイズの範囲で解放する（２）。論理ボリューム＃１の一度のＵＮＭＡＰ可能な最大サイズがＵＮＭＡＰコマンドで指定されたＵＮＭＡＰサイズと一致するので、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、一度でＵＮＭＡＰ処理を完了する。

そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、セカンダリ装置１Ｂに対し、リモート接続している物理経路を介して筐体間通信のＵＮＭＡＰコマンドを発行する（３）。

セカンダリ装置１Ｂでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂが、筐体間通信のＵＮＭＡＰコマンドを受け付けると、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂをメモリ２３上に獲得し、ＵＮＭＡＰすべき範囲を設定する（４）。ここでは、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂには、コピー元ボリューム番号として「１」、コピー先ボリューム番号として「２」が設定される。開始論理アドレスとして「０ｘ０００００１００」、終了論理アドレスとして「０ｘ０１３ｆｆｆｆｆ」、処理中論理アドレスとして開始論理アドレスと同じ「０ｘ０００００１００」が設定される。加えて、Ｂｉｔｍａｐには、ＵＮＭＡＰが全て未完了であることを示す「１」が設定される。

そして、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂを獲得した第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、プライマリ装置１Ａに筐体間通信のＵＮＭＡＰコマンドに対する応答を返す（５）。

プライマリ装置１Ａでは、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ａが、Ｈｏｓｔ８に対して、ＵＮＭＡＰ完了の応答を返す（６）。

セカンダリ装置１Ｂでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂが、コピー先の論理ボリューム＃２について、非同期でＵＮＭＡＰ処理を実施する（７）。ここでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、コピー先の論理ボリューム＃２について、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの物理データ格納領域の割り当てを、１０ＧＢのＵＮＭＡＰサイズの範囲で１ＭＢずつ解放する。

そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、ＵＮＭＡＰが実行されるごとに、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂを更新する（８）。ここでは、処理中論理アドレスとして「０ｘ０００００９００」が設定される。加えて、Ｂｉｔｍａｐには、ＵＮＭＡＰが完了したブロックのビットに完了したことを示す「０」が設定される。

そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、１０ＧＢのＵＮＭＡＰサイズの範囲のＵＮＭＡＰが完了したら、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂを解放する。

［更新制御処理の一例］
図１３は、実施例２に係る更新制御処理の一例を示す図である。なお、図１３では、第１ストレージ装置をプライマリ装置と称し、同じ符号１Ａで表わす。第２ストレージ装置をセカンダリ装置と称し、同じ符号１Ｂで表わす。

図１３では、コピー元のプライマリ装置１Ａの論理ボリューム＃１からコピー先のセカンダリ装置１Ｂの論理ボリューム＃２へのＲＥＣの実行中に、Ｈｏｓｔ８からプライマリ装置１ＡへＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドが発行された場合である。なお、図１３では、コピーセッションが切り離されていない場合について説明する。

図１３に示すように、プライマリ装置１Ａでは、第１更新制御部２２２Ａが、Ｈｏｓｔ８から発行されたＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドを受け付ける（１）。ＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドには、更新箇所および更新すべきデータが含まれる。

そして、第１更新制御部２２２Ａは、ＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドに応じて、コピー元の論理ボリューム＃１の更新範囲にデータを更新する（２）。そして、第１更新制御部２２２Ａは、Ｈｏｓｔ８に対して、書き込み完了の応答を返す（３）。

そして、第１更新制御部２２２Ａは、セカンダリ装置１Ｂに対し、リモート接続している物理経路を介して筐体間通信を行って、更新があったことを通知する（４）。

セカンダリ装置１Ｂでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、通信を受け取った後、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂを参照して、更新範囲が既にＵＮＭＡＰ済みであるか否かを判定する。第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、更新範囲がまだＵＮＭＡＰ済みでない場合には、更新範囲でＵＮＭＡＰを先行して実行する（５）。

そして、第２更新制御部２２６Ｂは、更新範囲のＵＮＭＡＰが実行されると、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂを更新する（６）。ここでは、Ｂｉｔｍａｐには、ＵＮＭＡＰが完了した更新範囲に対応するビットに、完了したことを示すｏｆｆ（「０」）が設定される。

プライマリ装置１Ａでは、第１更新制御部２２２Ａは、コピーセッションが切り離されていないので、セカンダリ装置１Ｂに、更新範囲へのデータの更新を指示する。セカンダリ装置１Ｂでは、第２更新制御部２２６Ｂが、更新範囲へのデータの更新指示を受け付けると、更新範囲にデータを更新する（７）。

セカンダリ装置１Ｂでは、第２更新制御部２２６Ｂは、プライマリ装置１ＡにＷｒｉｔｅ完了の応答を返す（８）。

［一時切り離し後の更新制御処理の一例］
図１４は、実施例２に係る切り離し後の更新制御処理の一例を示す図である。なお、図１４では、第１ストレージ装置をプライマリ装置と称し、同じ符号１Ａで表わす。第２ストレージ装置をセカンダリ装置と称し、同じ符号１Ｂで表わす。

図１４では、コピーセッションが一時的に切り離された（Ｓｕｓｐｅｎｄ）状態の場合であってセカンダリ装置１ＢでＵＮＭＡＰが実施されている場合に、Ｈｏｓｔ８からプライマリ装置１ＡへＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドが発行された場合について説明する。かかる場合には、プライマリ装置１Ａの第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、Ｓｕｓｐｅｎｄ状態のまま、セカンダリ装置１ＢにＵＮＭＡＰ処理を実行させる。セカンダリ装置１Ｂの第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、非同期に、ＵＮＭＡＰ処理を実行する。

図１に示すように、プライマリ装置１Ａでは、第１更新制御部２２２Ａが、Ｈｏｓｔ８から発行されたＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドを受け付ける（１）。ＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドには、更新箇所および更新すべきデータが含まれる。

そして、第１更新制御部２２２Ａは、ＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドに応じて、コピー元の論理ボリューム＃１の更新範囲にデータを更新する（２）。そして、第１更新制御部２２２Ａは、Ｈｏｓｔ８に対して、書き込み完了の応答を返す（３）。そして、第１更新制御部２２２Ａは、セカンダリ装置１Ｂに対し、リモート接続している物理経路を介して筐体間通信を行って、更新があったことを通知する（４）。

プライマリ装置１Ａでは、第１更新制御部２２２Ａは、コピーセッションが切り離されているので、セカンダリ装置１Ｂに、更新範囲へのデータの更新を指示しない。

そして、セカンダリ装置１Ｂでは、第２更新制御部２２６Ｂが、ＵＮＭＡＰが完了すると、プライマリ装置１Ａに対して、ＵＮＭＡＰ完了の応答を返す（７）。

［ＵＮＭＡＰ発行された場合の処理のフローチャート］
図１５は、コピー元へＵＮＭＡＰ発行された場合の処理のフローチャートの一例を示す図である。なお、図１５では、コピー元のプライマリ装置１Ａからコピー先のセカンダリ装置１ＢへＲＥＣを実行している場合であるとする。

図１５に示すように、プライマリ装置１Ａでは、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａが、Ｈｏｓｔ８からＵＮＭＡＰコマンドを受け付ける（ステップＳ６１）。ＵＮＭＡＰコマンドには、開始論理アドレス、終了論理アドレス、ＵＮＭＡＰサイズが含まれる。すると、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、ＲＥＣのコピー元の論理ボリュームの物理データ格納領域の割り当てを解放する（ステップＳ６２）。

そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、セカンダリ装置１Ｂに、ＵＮＭＡＰする範囲を含むＵＮＭＡＰ指示を通知する（ステップＳ６３）。そして、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１Ａは、Ｈｏｓｔ８に対して、ＵＮＭＡＰ完了の応答を返す（ステップＳ６４）。

セカンダリ装置１Ｂでは、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂが、プライマリ装置１ＡからＵＮＭＡＰ指示を受け付ける（ステップＳ６５）。そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂをメモリ２３の空間上に作成し、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂに開始論理アドレスおよび終了論理アドレスを記憶する（ステップＳ６６）。

そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは，プライマリ装置１ＡにＵＮＭＡＰ指示の応答を返す（ステップＳ６７）。そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂが、非同期で、ＵＮＭＡＰすべく、ＵＮＭＡＰする範囲を決定する（ステップＳ６８）。そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、決定したＵＮＭＡＰする範囲の物理データ格納領域の割り当てを解放（ＵＮＭＡＰ）する（ステップＳ６９）。

そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、ＵＮＭＡＰ終了に応じて、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂの、処理中論理アドレスとＢｉｔｍａｐ情報を更新する（ステップＳ７０）。すなわち、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂについて、処理中論理アドレスを更新するとともに、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの範囲で、ＵＮＭＡＰが終了した範囲をＢｉｔｍａｐに設定する。

そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、ＵＮＭＡＰすべき範囲でコピー先の全ての領域を解放したか否かを判定する（ステップＳ７１）。コピー先の全ての領域を解放していないと判定した場合には（ステップＳ７１；Ｎｏ）、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、次回解放すべき範囲を決定する（ステップＳ７２）。そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、ステップＳ６９に移行する。

一方、コピー先の全ての領域を解放したと判定した場合には（ステップＳ７１；Ｙｅｓ）、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂが、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂを解放する（ステップＳ７３）。

［ＵＮＭＡＰ処理中のコピー元へ更新発行された場合の処理のフローチャート］
図１６は、ＵＮＭＡＰ処理中のコピー元へ更新発行された場合の処理のフローチャートの一例を示す図である。なお、図１６では、コピー元のプライマリ装置１Ａからコピー先のセカンダリ装置１ＢへＲＥＣを実行している場合であり、さらにＵＮＭＡＰ処理中である場合であるとする。

図１６に示すように、プライマリ装置１Ａでは、第１更新制御部２２２Ａが、Ｈｏｓｔ８からＷｒｉｔｅＩ／Ｏコマンドを受け付ける（ステップＳ８１）。すると、第１更新制御部２２２Ａは、ＲＥＣのコピー元の論理ボリュームの更新範囲にデータを更新する（ステップＳ８２）。そして、第１更新制御部２２２Ａは、Ｈｏｓｔ８に対して、書き込み完了の応答を返す（ステップＳ８３）。

第１更新制御部２２２Ａは、セカンダリ装置１Ｂにデータ転送コマンドを発行する（ステップＳ８４）。

セカンダリ装置１Ｂでは、第２更新制御部２２６Ｂが、データ転送コマンドを受信する（ステップＳ８５）。第２更新制御部２２６Ｂは、更新範囲のＢｉｔｍａｐ情報をチェックし（ステップＳ８６）、更新範囲に相当するコピー先の領域が既にＵＮＭＡＰ済みであるか否かを判定する（ステップＳ８７）。ＵＮＭＡＰ済みであると判定した場合には（ステップＳ８７；Ｙｅｓ）、第２更新制御部２２６Ｂは、ステップＳ９０に移行する。

一方、ＵＮＭＡＰ済みでないと判定した場合には（ステップＳ８７；Ｎｏ）、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、コピー先の更新範囲の論理ボリュームの物理データ格納領域の割り当てを解放する（ステップＳ８８）。

そして、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂの、処理中論理アドレスとＢｉｔｍａｐ情報を更新する（ステップＳ８９）。すなわち、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５Ｂは、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂについて、処理中論理アドレスを更新するとともに、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでの範囲で、ＵＮＭＡＰを終了させた更新範囲をＢｉｔｍａｐに設定する。そして、第２更新制御部２２６Ｂは、ステップＳ９０に移行する。

ステップＳ９０において、プライマリ装置１Ａでは、第１更新制御部２２２Ａが、ＲＥＣのコピーセッションが一時切り離し状態であるか否かを判定する（ステップＳ９０）。ＲＥＣのコピーセッションが一時切り離し状態でないと判定した場合には（ステップＳ９０；Ｎｏ）、第１更新制御部２２２Ａは、コピー先に対して、更新範囲にデータを書き込ませるべく、当該データを転送する（ステップＳ９１）。そして、第１更新制御部２２２Ａは、ステップＳ９２に移行する。

一方、ＲＥＣのコピーセッションが一時切り離し状態であると判定した場合には（ステップＳ９０；Ｙｅｓ）、第１更新制御部２２２Ａは、コピー先に対して、データを転送しないで、ステップＳ９２に移行する。

ステップＳ９２において、セカンダリ装置１Ｂでは、第２更新制御部２２６Ｂが、プライマリ装置１Ａにデータ転送コマンドにおける通信の応答を返す（ステップＳ９２）。そして、プライマリ装置１Ａでは、第１更新制御部２２２Ａが、更新制御処理を終了する。

［実施例２の効果］
上記実施例２によれば、ストレージシステム９は、第１ストレージ装置１Ａから第２ストレージ装置１Ｂへコピー処理を行う。第１ストレージ装置１Ａは、第１ストレージ装置１Ａの記憶領域の割当解放処理を実行する。第１ストレージ装置１Ａは、第２ストレージ装置１Ｂの割当解放処理中に、書き込み処理が発生した場合に、書き込み処理を実行する。第２ストレージ装置１Ｂは、第１ストレージ装置１Ａから割当解放処理の依頼を受け付けると、自装置の割当解放処理を管理するために用いられるＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂを生成する。第２ストレージ装置１Ｂは、割当解放処理を非同期で実行し、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂを用いて、割当解放処理の進捗情報を管理する。第２ストレージ装置１Ｂは、第１ストレージ装置１Ａから書き込み処理の依頼を受け付けると、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂを用いて、書き込み処理が発生した箇所の割当解放処理が完了したか否かを判定し、完了していなければ、当該箇所の割当解放処理を完了してから書き込み処理を実行する。かかる構成によれば、ストレージシステム９は、コピー元とコピー先との間でコピー処理を行う場合であって物理データ格納領域の解放処理中に解放範囲にデータの更新要求がされても、更新要求に対する応答にかかる時間を短縮できる。

また、上記実施例２によれば、第２ストレージ装置１Ｂは、第１ストレージ装置１Ａからの第１の指示に応じて、所定の箇所の割当解放処理を非同期で実行する。第２ストレージ装置１Ｂは、第１ストレージ装置１Ａからの書き込みがあったことを示す第２の指示に応じて、ＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂを用いて、書き込み処理が発生した箇所について割当解放処理を先行して実行する。第２ストレージ装置１Ｂは、第１ストレージ装置１Ａからの第３の指示に応じて、書き込み処理が発生した箇所にデータを書き込み、書き込みが完了したことを第１ストレージ装置１Ａに応答する。かかる構成によれば、ストレージシステム９は、コピー先で物理データ格納領域の解放処理中に、コピー元から書き込み指示があっても、コピー元に対する書き込み完了応答にかかる時間を短縮できる。

［その他］
なお、実施例では、コピー元だけでなくコピー先もシンプロビジョニングである場合について説明した。しかしながら、実施例では、これに限定されず、コピー元はシンプロビジョニングであるが、コピー先はシンプロビジョニングでない場合であっても良い。かかる場合には、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、コピー元からＵＮＭＡＰ指示を受け付けると、ＵＮＭＡＰ指示に含まれる開始論理アドレス、終了論理アドレス、ＵＮＭＡＰサイズに応じて、ＵＮＭＡＰに代えてＵＮＭＡＰ対象範囲の更新を実行すれば良い。すなわち、第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５は、開始論理アドレスから終了論理アドレスまでのＵＮＭＡＰサイズを全て「０」に更新すれば良い。

なお、実施例では、図示した装置の各構成要素は、必ずしも物理的に図示の如く構成されていることを要しない。すなわち、装置の分散・統合の具体的態様は図示のものに限られず、その全部または一部を、各種の負荷や使用状況などに応じて、任意の単位で機能的または物理的に分散・統合して構成することができる。例えば、第１ＵＮＭＡＰ制御部２２１と第２ＵＮＭＡＰ制御部２２５とを１個の部として統合しても良い。第１更新制御部２２２と第２更新制御部２２６とを１個の部として統合しても良い。第１コピー制御部２２４と第２コピー制御部２２８とを統合しても良い。また、メモリ２３に記憶されたＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ａをストレージ装置１の外部装置としてネットワーク経由で接続するようにしても良い。また、メモリ２３に記憶されたＵＮＭＡＰ制御テーブル２３１Ｂを第２ストレージ装置１Ｂの外部装置としてネットワーク経由で接続するようにしても良い。

また、実施例１，２では、ＣＭ２Ａ、２Ｂが有する機能をソフトウェアによって実現することで、同様の機能を有する、例えば割当解放プログラムを得ることができる。例えば、メモリ２３は、割当解放プログラムやプログラムの実行途中結果などを記憶する。プロセッサ２２は、メモリ２３から割当解放プログラムを読み出して実行する。

また、割当解放プログラムについては、必ずしも最初からメモリ３１に記憶させておかなくても良い。例えば、ＣＭ２ＡおよびＣＭ２Ｂに挿入されるフレキシブルディスク（ＦＤ）、ＣＤ－ＲＯＭ（Compact Disk Read Only Memory）、ＤＶＤ（Digital Versatile Disk）ディスク、光磁気ディスク、ＩＣ（Integrated Circuit）カード等の「可搬用の物理媒体」に当該プログラムを記憶させておく。そして、ＣＭ２ＡおよびＣＭ２Ｂがこれらから割当解放プログラムを読み出して実行するようにしても良い。

１ストレージ装置
１Ａ第１ストレージ装置
１Ｂ第２ストレージ装置
２Ａ，２ＢＣＭ
２１ＣＡ
２２プロセッサ
２２１、２２１Ａ第１ＵＮＭＡＰ制御部
２２２、２２２Ａ第１更新制御部
２２３切り離し制御部
２２４第１コピー制御部
２２５、２２５Ｂ第２ＵＮＭＡＰ制御部
２２６、２２６Ｂ第２更新制御部
２２７、２２７Ｂ読出制御部
２２８第２コピー制御部
２３メモリ
２３１Ａ、２３１ＢＵＮＭＡＰ制御テーブル
２４ＩＯコントローラ
３Ａ，３ＢＤｉｓｋ
４１ＲＡ
８Ｈｏｓｔ

Claims

第１のストレージ制御装置から第２のストレージ制御装置へコピー処理を行うストレージシステムにおいて、
前記第１のストレージ制御装置は、
前記第１のストレージ制御装置の記憶領域の所定の箇所の割当解放処理を実行する割当解放実行部と、
前記割当解放実行部によって前記割当解放処理が実行されると、前記第２のストレージ制御装置の割当解放処理を管理するために用いられる割当解放制御情報を生成する生成部と、
前記第２のストレージ制御装置に前記所定の箇所の割当解放処理を非同期で実行させ、前記割当解放制御情報を用いて、前記割当解放処理の進捗情報を管理する管理部と、
前記第２のストレージ制御装置の割当解放処理中に、前記第１のストレージ制御装置へ書き込み要求が発生した場合に、前記書き込み要求に対する書き込み処理を実行するとともに、前記割当解放制御情報を用いて、前記書き込み処理が実行された箇所に対応する前記第２のストレージ制御装置側の箇所の前記割当解放処理が完了したか否かを判定し、完了していなければ、前記第２のストレージ制御装置に当該箇所の前記割当解放処理を完了させてから当該箇所の前記書き込み処理を実行させる書込処理部と、
を有することを特徴とするストレージシステム。
前記割当解放実行部は、ホストから前記割当解放処理の依頼を受け付けると、前記第１のストレージ制御装置の記憶領域の割当解放処理を実行し、実行が完了すると、実行が完了したことを前記ホストに応答する
ことを特徴とする請求項１に記載のストレージシステム。
前記書込処理部は、ホストから前記書き込み要求を受け付けると、前記第１のストレージ制御装置について前記書き込み要求に対する書き込み処理を実行し、実行が完了すると、実行が完了したことを前記ホストに応答する
ことを特徴とする請求項１に記載のストレージシステム。
前記第２のストレージ制御装置は、
前記第１のストレージ制御装置からの第１の指示に応じて、前記所定の箇所の前記割当解放処理を非同期で実行する第１の割当解放実行部と、
前記第１のストレージ制御装置からの第２の指示に応じて、前記第１のストレージ制御装置によって前記書き込み処理が実行された箇所に対応する前記第２のストレージ制御装置側の箇所について割当解放処理を先行して実行する第２の割当解放実行部と、
前記第１のストレージ制御装置からの第３の指示に応じて、前記箇所にデータを書き込み、書き込みが完了したことを前記第１のストレージ制御装置に応答する書込処理部と、
を有することを特徴とする請求項１に記載のストレージシステム。
第２のストレージ制御装置へコピー処理を行う第１のストレージ制御装置において、
前記第１のストレージ制御装置の記憶領域の所定の箇所の割当解放処理を実行する割当解放実行部と、
前記割当解放実行部によって前記割当解放処理が実行されると、前記第２のストレージ制御装置の割当解放処理を管理するために用いられる割当解放制御情報を生成する生成部と、
前記第２のストレージ制御装置に前記所定の箇所の割当解放処理を非同期で実行させ、前記割当解放制御情報を用いて、前記割当解放処理の進捗情報を管理する管理部と、
前記第２のストレージ制御装置の割当解放処理中に、前記第１のストレージ制御装置へ書き込み要求が発生した場合に、前記書き込み要求に対する書き込み処理を実行するとともに、前記割当解放制御情報を用いて、前記書き込み処理が実行された箇所に対応する前記第２のストレージ制御装置側の箇所の前記割当解放処理が完了したか否かを判定し、完了していなければ、前記第２のストレージ制御装置に当該箇所の前記割当解放処理を完了させてから当該箇所の前記書き込み処理を実行させる書込処理部と、
を有することを特徴とするストレージ制御装置。
第２のストレージ制御装置へコピー処理を行う第１のストレージ制御装置の記憶領域の所定の箇所の割当解放処理を実行し、
前記割当解放処理が実行されると、前記第２のストレージ制御装置の割当解放処理を管理するために用いられる割当解放制御情報を生成し、
前記第２のストレージ制御装置に前記所定の箇所の割当解放処理を非同期で実行させ、前記割当解放制御情報を用いて、前記割当解放処理の進捗情報を管理し、
前記第２のストレージ制御装置の割当解放処理中に、前記第１のストレージ制御装置へ書き込み要求が発生した場合に、前記書き込み要求に対する書き込み処理を実行するとともに、前記割当解放制御情報を用いて、前記書き込み処理が実行された箇所に対応する前記第２のストレージ制御装置側の箇所の前記割当解放処理が完了したか否かを判定し、完了していなければ、前記第２のストレージ制御装置に当該箇所の前記割当解放処理を完了させてから当該箇所の前記書き込み処理を実行させる
処理をコンピュータに実行させることを特徴とする割当解放プログラム。
第１のストレージ制御装置から第２のストレージ制御装置へコピー処理を行うストレージシステムにおいて、
前記第１のストレージ制御装置は、
前記第１のストレージ制御装置の記憶領域の所定の箇所の割当解放処理を実行する割当解放実行部と、
前記第２のストレージ制御装置の割当解放処理中に、前記第１のストレージ制御装置へ書き込み要求が発生した場合に、前記書き込み要求に対する書き込み処理を実行する書込実行部と、
前記第２のストレージ制御装置は、
前記第１のストレージ制御装置から前記割当解放処理の依頼を受け付けると、自装置の割当解放処理を管理するために用いられる割当解放制御情報を生成する生成部と、
前記割当解放処理を非同期で実行し、前記割当解放制御情報を用いて、前記割当解放処理の進捗情報を管理する管理部と、
前記第１のストレージ制御装置から前記書き込み要求に対する書き込み処理の依頼を受け付けると、前記割当解放制御情報を用いて、前記書き込み処理の対象となる箇所の前記割当解放処理が完了したか否かを判定し、完了していなければ、当該箇所の前記割当解放処理を完了してから当該箇所の前記書き込み処理を実行する書込処理部と、
を有することを特徴とするストレージシステム。
前記第２のストレージ制御装置は、
前記第１のストレージ制御装置からの第１の指示に応じて、前記所定の箇所の前記割当解放処理を非同期で実行する第１の割当解放実行部と、
前記第１のストレージ制御装置からの、前記書き込み要求に対する書き込み処理が実行されたことを示す第２の指示に応じて、前記割当解放制御情報を用いて、前記書き込み処理の対象となる箇所について割当解放処理を先行して実行する第２の割当解放実行部と、
前記第１のストレージ制御装置からの第３の指示に応じて、前記箇所にデータを書き込み、書き込みが完了したことを前記第１のストレージ制御装置に応答する書込処理部と、を有することを特徴とする請求項７に記載のストレージシステム。