JP7374944B2 - ストレージシステム及びストレージ管理方法 - Google Patents

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Description

本発明は、ストレージシステム及びストレージ管理方法に関する。
複数のストレージ装置により、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ（またはＩｎｄｅｐｅｎｄｅｎｔ） Ｄｉｓｋｓ）グループを構成し、ＲＡＩＤグループに基づいて作成された論理ボリュームを、上位装置（例えばホストコンピュータ）へ提供するストレージシステムが知られている。
ＲＡＩＤに関する技術として、特許文献１には、通常データと、通常データを復元するための冗長データとを含むストライプ列を、容量プールに記憶領域を提供する複数のストレージ装置に分散させて管理する技術、所謂分散ＲＡＩＤ方式が開示されている。
国際公開第２０１４／１１５３２０号
先行技術では、容量増加などを目的としてＲＡＩＤグループにドライブを追加するする手法が示されているが、任意のドライブを減設する際の手法はしめされていない。
本発明は、上記事情に鑑みなされたものであり、その目的は、任意のドライブに対して１ドライブ単位で減設が可能なストレージシステム及びストレージ管理方法を提供することにある。
本発明の一つの観点に従うストレージシステムは、プロセッサと、複数の物理記憶ドライブとを備え、プロセッサは、ユーザデータまたはそれを修復するための冗長データである要素データを有するｋ個（ｋは２以上の整数）の仮想パーセルで仮想チャンクを構成して仮想記憶ドライブに格納し、同一仮想チャンクに含まれる仮想パーセルを、Ｎ個（ｋ＜Ｎ）の物理記憶ドライブのうちそれぞれ異なる物理記憶ドライブにそれぞれマッピングし、Ｎ個の物理記憶ドライブからＭ個（１≦Ｍ≦Ｎ－ｋ）の物理記憶ドライブを減設する場合に、プロセッサは、Ｍ個の仮想記憶ドライブを選択し、選択した仮想記憶ドライブに格納されている要素データを他の仮想記憶ドライブに移動させ、要素データを移動させることによりデータ未格納となった仮想パーセルにマッピングされている、それぞれ異なる物理記憶ドライブに位置する複数の未割り当て領域に、特定の物理記憶ドライブに割り当てられた仮想パーセルを割り当て、特定の物理記憶ドライブを全て未割り当て状態にする。
本発明によれば、任意のドライブに対して１ドライブ単位で減設が可能なストレージシステム及びストレージ管理方法を実現することができる。
図１は、実施例１に係るストレージシステムで管理される仮想記憶領域と物理記憶領域との間のパーセルマッピングの一例を示すブロック図である。 図２は、実施例１に係るストレージシステムが適用される計算機システムのハードウェア構成例を示すブロック図である。 実施例１のストレージシステムで管理される容量プールの構成例を示すブロック図である。 実施例１のストレージシステムで用いられる物理記憶ドライブのデータ構成の一例を示すブロック図である。 実施例１のストレージシステムで管理される仮想ボリュームのページマッピングの一例を示すブロック図である。 実施例１のストレージシステムで管理される仮想パリティグループと分散パリティグループとの間のパーセルマッピングの一例を示すブロック図である。 実施例１のストレージシステムで管理される仮想記憶領域と物理記憶領域との間のパーセルマッピングのその他の例を示すブロック図である。 実施例１のストレージシステムで管理される共通メモリの内容を示すブロック図である。 実施例１のローカルメモリの内容を示すブロック図である。 実施例１のプール管理テーブルの一例を示す図である。 実施例１のページマッピングテーブルの一例を示す図である。 実施例１のマップポインタテーブルの一例を示す図である。 実施例１のサイクルマッピングテーブルの一例を示す図である。 実施例１のサイクルマッピング逆変換テーブルの一例を示す図である。 実施例１のＰＧマッピングテーブルの一例を示す図である。 実施例１のＰＧマッピング逆変換テーブルの一例を示す図である。 実施例１のドライブマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブルの一例を示す図である。 実施例１のドライブマッピング（Ｐ２Ｖ）テーブルの一例を示す図である。 実施例１のドライブ＃入れ替え管理テーブルの一例を示す図である。 実施例１のストレージシステムで用いられる物理記憶ドライブの減設前のパーセルマッピング方法の一例を示すブロック図である。 実施例１のストレージシステムで用いられる物理記憶ドライブの減設後のパーセルマッピング方法の一例を示すブロック図である。 実施例１のストレージシステムで実施されるドライブ減設処理の一例を示すフローチャートである。 実施例１のストレージシステムで実施される減設後マップ作成処理の一例を示すフローチャートである。 実施例１のストレージシステムで実施される単体増設マップ作成処理を示すフローチャートである。 実施例１のストレージシステムで実施されるサイクル単位減設処理を示すフローチャートである。 実施例１のストレージシステムで実施されるドライブ＃入れ替え処理を示すフローチャートである。 実施例１のストレージシステムで実施されるデステージ処理を示すフローチャートである。 実施例１のストレージシステムで実施されるＶＰ変換処理を示すフローチャートである。 実施例１のストレージシステムで実施されるＰＶ変換処理を示すフローチャートである。 実施例２のストレージシステムに係るドライブエンクロージャの構成を示す図である。 実施例２のストレージシステムで実施されるドライブ減設処理の一例を示すフローチャートである。
以下、本発明の実施形態について、図面を参照して説明する。なお、以下に説明する実施形態は特許請求の範囲に係る発明を限定するものではなく、また実施形態の中で説明されている諸要素及びそ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。
なお、以下の説明では、「ａａａテーブル」の表現にて各種情報を説明することがあるが、各種情報は、テーブル以外のデータ構造で表現されていても良い。データ構造に依存しないことを示すために「ａａａテーブル」を「ａａａ情報」と呼ぶこともできる。
また、以下の説明では、「プログラム」を主語として処理を説明する場合があるが、プログラムは、プロセッサ（例えばＣＰＵ（Ｃｅｎｔｒａｌ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｕｎｉｔ））によって実行されることで、定められた処理を、適宜に記憶資源（例えばメモリ）及び／又は通信インターフェースデバイス（例えばポート）を用いながら行うため、処理の主語がプログラムとされても良い。プログラムを主語として説明された処理は、プロセッサ或いはそのプロセッサを有する計算機（例えば、管理計算機、ホスト計算機、コントローラ等）が行う処理としても良い。また、コントローラ（ストレージコントローラ）は、プロセッサそれ自体であっても良いし、コントローラが行う処理の一部又は全部を行うハードウェア回路を含んでも良い。プログラムは、プログラムソースから各コントローラにインストールされても良い。プログラムソースは、例えば、プログラム配布サーバ又はコンピュータ読取可能な記憶メディアであっても良い。
また、以下の説明では、要素の識別情報として、ＩＤが使用されるが、それに代えて又は加えて他種の識別情報が使用されてもよい。
また、以下の説明では、同種の要素を区別しないで説明する場合には、参照符号又は参照符号における共通番号を使用し、同種の要素を区別して説明する場合は、その要素の参照符号を使用又は参照符号に代えてその要素に割り振られたＩＤを使用することがある。
また、以下の説明では、Ｉ／Ｏ（Ｉｎｐｕｔ／Ｏｕｔｐｕｔ）要求は、ライト要求又はリード要求であり、アクセス要求と呼ばれてもよい。
ＲＡＩＤグループは、ＰＧ（Ｐａｒｉｔｙ Ｇｒｏｕｐ）と呼ばれてもよい。
本実施形態のストレージシステムは、一例として次のような構成を有する。
すなわち、本実施形態のストレージシステムでは、ＲＡＩＤ幅ｋを、ｋ≦ＮとなるＮ台のドライブ空間に変換するマップ作成方式およびマッピングを適用する論理構造について開示する。マッピング作成に当たり、Ｎ＋１台からＮ台への減設において、データの冗長化に必要な必要なデータ領域を確保するための既存データの移動量を低減するマップを作成することで、ドライブ減設時に必要なデータ移動量を低減する。加えて、増減設単位である１台分のドライブ容量でアドレス空間を定義し、ユーザに提供することで、ドライブ１台での増減設を可能とする。また、物理的なドライブ搭載位置を示す識別子と、仮想的なドライブの識別子とを対応付け、その対応付を更新することで、任意の物理位置にあるドライブを減設する際のデータ移動量を低減する。
図１は、本実施例の計算機システム（ストレージシステム）における、仮想記憶領域と物理記憶領域との間のマッピングの概要を示す。
この図の上部は、仮想記憶領域を示し、この図の下部は、物理記憶領域を示す。
本実施例の計算機システムは、仮想ボリュームをホストに提供し、仮想記憶ドライブ（ＶＤＥＶ ：Ｖｉｒｔｕａｌ ＤＥＶｉｃｅ）１０２により提供される仮想記憶領域を仮想ボリュームに割り当てる。この図の例においては、４０個の仮想記憶ドライブ１０２が示されており、それぞれにＶＤＥＶ＃（番号）が与えられている。仮想記憶領域は、例えばページである。
さらに、複数の仮想記憶ドライブ１０２ を含む仮想パリティグループ（ＶＰＧ：Ｖｉｒｔｕａｌ Ｐａｒｉｔｙ Ｇｒｏｕｐ）１０６が構成される。この図の例においては、４個の仮想記憶ドライブ１０２が、一つの仮想パリティグループ１０６を構成する。この図の例においては、１０個の仮想パリティグループ１０６が示されており、それぞれにＶＰＧ＃（番号）が与えられている。また、各仮想パリティグループ１０６に属する仮想記憶ドライブ１０２には、それぞれ仮想パリティグループ内の位置を示すＶＤＥＶ＃が与えられる。この図の例においては、各仮想パリティグループ１０６内に４個の仮想記憶ドライブ１０２が示されており、それぞれに異なるＶＤＥＶ＃が与えられている。
仮想パリティグループ１０６は、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）グループであり、複数の仮想記憶ドライブ１０２に跨る冗長データセットを格納する。冗長データセットは、ＲＡＩＤにおいてデータをリビルドするためのデータセットであり、ホストからのデータと冗長データとを含む。
仮想記憶領域は、所定サイズの仮想ストライプ１０４に分割されている。仮想パリティグループ１０６内の複数の仮想記憶ドライブ１０２のそれぞれの中の特定の論理アドレスの仮想ストライプ１０４は、仮想ストライプ列１０５を構成する。この図の例においては、４個の仮想ストライプ１０４が一つの仮想ストライプ列１０５を構成する。仮想ストライプ列１０５は、冗長データセットを格納する。冗長データセットは、ホストからのデータＤと、データＤに基づくパリティＰとを含む。一つの仮想ストライプ列１０５内の各仮想ストライプ１０４は、対応する冗長データセット内のデータＤ又はパリティＰを格納する。
なお、データＤを、ユーザデータと呼ぶことがある。パリティＰを、冗長データと呼ぶことがある。冗長データセット内の各仮想ストライプに格納されるデータを要素データと呼ぶことがある。
一つの仮想記憶ドライブ１０２において、一つの仮想ストライプ１０４、又は論理アドレスが連続する所定数の仮想ストライプ１０４が、一つの仮想パーセル１０３を構成する。この図の例においては、連続する論理アドレスを有する２個の仮想ストライプ１０４が、一つの仮想パーセル１０３を構成する。
さらに、連続する論理アドレスを有する所定数の仮想ストライプ列１０５は、仮想チャンク（Ｖｃｈｕｎｋ：Ｖｉｒｔｕａｌ ｃｈｕｎｋ）１０１を構成する。仮想チャンク１０１は、一つの仮想パーセル列である。仮想パーセル列は、一つの仮想パリティグループ１０６内の複数の仮想記憶ドライブ１０２のそれぞれの中の特定の論理アドレスの仮想パーセル１０３で構成される。言い換えれば、一つの仮想チャンク１０１は連続する論理アドレスを有する１以上の仮想ストライプ列１０５で構成されている。この図の例においては、一つの仮想チャンク１０１は、連続する論理アドレスを有する２個の仮想ストライプ列１０５で構成されている。この図の例においては、２０個の仮想チャンク１０１が示されており、それぞれにＶＰＧ１０６内のＶｃｈｕｎｋ＃が与えられている。仮想パーセル１０３が一つの仮想ストライプ１０４で構成される場合、仮想チャンク１０１は一つの仮想ストライプ列１０５で構成される。
この図の例においては、各仮想パーセル１０３内に記された数字のペアは、ＶＰＧ＃とＶｃｈｕｎｋ＃で表されるＶｃｈｕｎｋ識別子である。例えば、Ｖｃｈｕｎｋ識別子が"０－１"である仮想パーセル１０３は、ＶＰＧ＃＝０、Ｖｃｈｕｎｋ＃＝１に属することを示す。
仮想記憶領域は、物理記憶ドライブ（ＰＤＥＶ：Ｐｈｙｓｉｃａｌ ＤＥＶｉｃｅ）１０７ が提供する物理記憶領域にマッピングされている。この図の例においては、１０個の物理記憶ドライブ１０７が示されており、それぞれに仮想的な管理番号であるＰＤＥＶ＃が与えられている。複数の物理記憶ドライブ１０７を含む分散Ｐａｒｉｔｙグループ（ＤＰＧ：Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ Ｐａｒｉｔｙ Ｇｒｏｕｐ）１１０が構成される。この図の例においては、５個の物理記憶ドライブ１０７が、一つの分散Ｐａｒｉｔｙグループ１１０を構成する。この図の例においては、２個の分散Ｐａｒｉｔｙグループ１１０が示されており、それぞれにＤＰＧ＃が与えられている。仮想記憶領域と物理記憶領域の間のマッピングをパーセルマッピングと呼ぶことがある。また、各分散Ｐａｒｉｔｙグループ１１０に属するドライブには、それぞれ分散Ｐａｒｉｔｙグループ内の位置を示すＰＤＥＶ（Ｐｈｙｓｉｃａｌ ＤＥＶｉｃｅ）＃が与えられる。この図の例においては、各分散Ｐａｒｉｔｙグループ１１０内に５個の物理記憶ドライブ１０７が示されており、それぞれに異なるＰＤＥＶ＃が与えられている。
ＰＤＥＶ＃は、ドライブエンクロージャ１１１内の物理記憶ドライブ１１２の物理的な搭載位置を示す識別子であるＤｒｉｖｅ＃と１対１で対応する。この図例においては、１０個の物理記憶ドライブ１１２と、１０箇所の搭載位置＃０～＃９が示されており、両者の対応付を示すマッピングをドライブマッピングと呼ぶ。
仮想チャンク１０１内の各仮想パーセル１０３は、物理記憶領域における物理パーセル１０９にマッピングされる。各物理パーセル１０９内の数字は、対応する仮想パーセル１０３が属するＶｃｈｕｎｋ識別子（ＶＰＧ＃とＶｃｈｕｎｋ＃）を示す。この図の例においては、それぞれのＰＤＥＶに対し５個の物理パーセル１０９が示されており、それぞれにＰａｒｃｅｌ＃が与えられている。各物理パーセル１０９は、Ｐａｒｃｅｌ＃、ＰＤＥＶ＃とＤＰＧ＃で同定される。物理的なドライブの搭載位置はさらに、ドライブマッピングテーブルを用いてＰＤＥＶ＃とＤｒｉｖｅ＃を変換することにより、同定される。
この図の例においては、仮想チャンク１０１内の複数の仮想パーセル１０３は、障害回復のため、それぞれ異なる複数の物理記憶ドライブ１０７にマッピングされる。言い換えれば、仮想ストライプ列１０５内の複数の仮想ストライプ１０４も、それぞれ異なる複数の物理記憶ドライブ１０７にマッピングされる。これにより、冗長データセットは、分散Ｐａｒｉｔｙグループ内の物理記憶ドライブ数の要素データ（データＤ又はパリティＰ）を含み、それらは、分散Ｐａｒｉｔｙグループ内の物理記憶ドライブ数の物理記憶ドライブ１０７にそれぞれ書き込まれる。
パーセルマッピングは、マッピング条件を満たす。マッピング条件は、各仮想チャンク１０１が複数の物理記憶ドライブ１０７にマッピングされることである。言い換えれば、マッピング条件は、一つの物理記憶ドライブ１０７内の複数の物理パーセル１０９が同一の仮想チャンク１０１にマッピングされないことである。
以下、実施例に係る計算機システムを説明する。
図２は、本実施例に係る計算機システムのハードウェア構成を示す。
計算機システム２０１は、１以上のホスト計算機（以下、ホストという）２０４と、管理サーバ２０３と、ストレージコントローラ２０２と、ドライブエンクロージャ１１１とを含む。ホスト２０４と、管理サーバ２０３と、ストレージコントローラ２０２とは、ネットワーク２２０を介して接続されている。ドライブエンクロージャ１１１は、ストレージコントローラ２０２と接続されている。ネットワーク２２０は、ローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ：Ｌｏｃａｌ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒｋ）であっても良く、ワイドエリアネットワーク（ＷＡＮ：Ｗｉｄｅ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒｋ）であってもよい。ホスト２０４とストレージコントローラ２０２が一つの計算機であってもよい。また、ホスト２０４とストレージコントローラ２０２のそれぞれが仮想マシンであってもよい。
ホスト２０４は、例えば、アプリケーションを実行する計算機であり、アプリケーションにより利用されるデータをストレージコントローラ２０２から読み出し、アプリケーションにより作成されたデータをストレージコントローラ２０２へ書き込む。
管理サーバ２０３は、管理者により使用される計算機である。管理サーバ２０３は、情報を入力するための入力デバイスと、情報を表示するための出力デバイスとを含んでもよい。管理サーバ２０３は、入力デバイスに対する管理者の操作により、データの復元のためのデータ復元処理の種類の設定を受け付け、ストレージコントローラ２０２に受け付けたデータ復元処理を実行させるように設定する。
ストレージシステムは、例えば、ストレージコントローラ２０２、及びドライブエンクロージャ１１１を含む。ドライブエンクロージャ１１１には、物理記憶ドライブ１０７（単にドライブとも呼ぶ）が複数含まれている。物理記憶ドライブ１０７は、例えば、磁気ディスク、フラッシュメモリ、その他の不揮発性半導体メモリ（ＰＲＡＭ、ＲｅＲＡＭ等） 物理記憶ドライブである。本構成に対して、外部ストレージ装置２０５が接続されることもある。外部ストレージ装置２０５は、例えば、上記ストレージシステムとは別のストレージシステムであって、ストレージコントローラ２０２は、外部ストレージ装置２０５内のシステムコントローラを経由して、外部ストレージ装置２０５内の物理記憶ドライブ上へのデータ読み出し・書き込みを行う。
ストレージコントローラ２０２は、１以上のフロントエンドパッケージ（ＦＥＰＫ：ＦｒｏｎｔＥｎｄ ＰａｃＫａｇｅ）２０６と、保守インタフェース（保守Ｉ／Ｆ）２０８と、１以上のマイクロプロセッサパッケージ（ＭＰＰＫ）２１５と、１以上のキャッシュメモリパッケージ（ＣＭＰＫ：ＣＭ ＰａｃＫａｇｅ）２１３と、１以上のバックエンドパッケージ（ＢＥＰＫ：ＢａｃｋＥｎｄ ＰａｃＫａｇｅ）２０９と、内部ネットワーク２２１とを有する。
ＦＥＰＫ２０６、保守Ｉ／Ｆ２０８、ＭＰＰＫ２１５、ＣＭＰＫ２１３、及びＢＥＰＫ２０９は、内部ネットワーク２２１を介して接続されている。ＢＥＰＫ２０９は、複数系統のパスを介してドライブエンクロージャ１１１と接続されている。
ＦＥＰＫ２０６は、ホスト２０４とのインタフェースの一例であり、１以上のポート２０７を有する。ポート２０７は、ストレージコントローラ２０２を、ネットワーク２２０等を介して種々の装置と接続する。保守Ｉ／Ｆ２０８は、ストレージコントローラ２０２を、管理サーバ２０３と接続するためのインタフェースである。
ＭＰＰＫ２１５は制御部であって、１以上のマイクロプロセッサ（ＭＰ：Ｍｉｃｒｏ Ｐｒｏｃｅｓｓｅｒ）２１６と、ローカルメモリ（ＬＭ：Ｌｏｃａｌ Ｍｅｍｏｒｙ）２１７とを有する。ＭＰ２１６は、ＬＭ２１７に格納されたプログラムを実行して各種処理を実行する。ＭＰ２１６は、ＢＥＰＫ２０９を介して、各種コマンド（例えばＳＣＳＩにおけるＲＥＡＤコマンドやＷＲＩＴＥコマンドなど）をドライブエンクロージャ１１１内の物理記憶ドライブ１０７に送信する。ＬＭ２１７は、各種プログラムや、各種情報を記憶する。
ＣＭＰＫ２１３は、１以上のキャッシュメモリ（ＣＭ）２１４を有する。ＣＭ２１４は、ホスト２０４から物理記憶ドライブ１０７に書き込むデータ（ライトデータ）や、物理記憶ドライブ１０７から読み出したデータ（リードデータ）を一時的に格納する。
ＢＥＰＫ２０９は、ドライブエンクロージャ１１１とのインタフェースの一例であり、１以上のポート２０７を有する。ＢＥＰＫ２０９は、パリティ演算機２１０、転送バッファ（ＤＸＢＦ）２１１、ＢＥコントローラ２１２で構成される。ドライブエンクロージャ１１１へのデータ書き込み時に、パリティ演算機２１０を用いてデータの冗長化を行い、ＢＥコントローラ２１２によってドライブエンクロージャ１１１へデータを転送する。ドライブエンクロージャ１１１からのデータ読み出し時に、冗長化データからのデータ復元が必要な場合に、パリティ演算機２１０を用いてデータを復元する。転送バッファ（ＤＸＢＦ）２１１には、上記のデータ処理中にデータを一時的に格納する。
ドライブエンクロージャ１１１は、複数の物理記憶ドライブ１０７を有する。物理記憶ドライブ１０７は、１以上の記憶媒体を含む。記憶媒体は、例えば、磁気ディスク、フラッシュメモリ、その他の不揮発性半導体メモリ（ＰＲＡＭ、ＲｅＲＡＭ等）である。１つ以上の物理記憶ドライブ１０７は、スイッチ２１８を介してＢＥコントローラ２１２と接続されている。同一のＢＥコントローラに接続された物理記憶ドライブ１０７郡をパスグループ２１９と呼ぶ。
ストレージコントローラ２０２は、複数の物理記憶ドライブ１０７の記憶領域で構成される容量プール（以下、単にプールという）を管理する。ストレージコントローラ２０２は、プール内の記憶領域を用いてＲＡＩＤグループを構成する。すなわち、ストレージコントローラ２０２は、複数の物理記憶ドライブ１０７を用いて、複数の仮想パリティグループ（ＶＰＧ）を構成する。ＶＰＧは、仮想的なＲＡＩＤグループである。
ＶＰＧの記憶領域は、複数のサブ記憶領域列で構成されている。各サブ記憶領域列は、複数のサブ記憶領域で構成されている。複数のサブ記憶領域は、ＶＰＧを構成する複数の物理記憶ドライブ１０７に跨っており、複数の物理記憶ドライブ１０７にそれぞれ対応している。ここで、一つのサブ記憶領域を、「ストライプ」と呼び、サブ記憶領域列を、「ストライプ列」と呼ぶ。複数のストライプ列によって、ＲＡＩＤグループの記憶領域が構成されている。
ＲＡＩＤには、いくつかのレベル（以下、「ＲＡＩＤレベル」という）がある。例えば、ＲＡＩＤ５では、ＲＡＩＤ５に対応したホストコンピュータから指定されたライト対象のデータは、所定サイズのデータ（以下、便宜上「データ単位」という）に分割される。各データ単位は、複数のデータ要素に分割される。複数のデータ要素は、同一のストレイプ列内の複数のストライプにそれぞれ書き込まれる。
ＲＡＩＤ５では、物理記憶ドライブ１０７に障害が発生したことにより、その物理記憶ドライブ１０７から読み出せなくなったデータ要素をリビルドするために、各データ単位に対して、"パリティ"と呼ばれる冗長な情報（以下、「冗長コード」）が生成される。冗長コードも、複数のデータ要素と同一のストライプ列内のストライプに書き込まれる。
例えば、ＲＡＩＤグループを構成する物理記憶ドライブ１０７の数が４である場合、そのうちの３個の物理記憶ドライブ１０７に対応する３個のストライプに、データ単位を構成する３個のデータ要素が書き込まれ、残りの一つの物理記憶ドライブ１０７に対応するストライプに、冗長コードが書き込まれる。以下、データ要素と冗長コードとを区別しない場合には、両者をそれぞれストライプデータ要素ということもある。
ＲＡＩＤ６では、各データ単位に対して、２種類の冗長コード（Ｐパリティ、Ｑパリティという）が生成されて、それぞれの冗長コードが同一のストライプ列内のストライプに書き込まれる。これにより、データ単位を構成する複数のデータ要素のうちの２個のデータ要素を読み出すことができない場合に、これら２個のデータ要素を復元することができる。
上記に説明した以外にもＲＡＩＤレベルは存在する（例えばＲＡＩＤ１～４）。データの冗長化技術として、３重ミラー（Ｔｒｉｐｌｉｃａｔｉｏｎ）や、パリティを３個用いたトリプルパリティ技術等もある。冗長コードの生成技術についても、ガロア演算を用いたＲｅｅｄ－ｓｏｌｏｍｏｎ符号や、ＥＶＥＮ－ＯＤＤ等さまざまな技術が存在する。以下においては、主にＲＡＩＤ５又は６について説明するが、冗長化技術を上述した方法に置き換え可能である。
ストレージコントローラ２０２は、物理記憶ドライブ１０７のうちいずれかの物理記憶ドライブ１０７が故障した場合に、故障した物理記憶ドライブ１０７に格納されているデータ要素を復元する。
ＭＰＰＫ２１５内のＭＰ２１６は、故障した物理記憶ドライブ１０７に格納されていたデータ要素を復元するために必要なストライプデータ要素（例えば、他のデータ要素及びパリティ）を、当該データを格納している複数の物理記憶ドライブ１０７から取得する。ＭＰ２１６は、インタフェースデバイス（例えば、ＢＥＰＫ２０９）を介して、取得したストライプデータ要素をキャッシュメモリ（ＣＭ：Ｃａｃｈｅ Ｍｅｍｏｒｙ）２１４に格納する。その後、キャッシュメモリ２１４のストライプデータ要素に基づいてデータ要素を復元し、当該データ要素を所定の物理記憶ドライブ１０７に格納する。
例えば、ＲＡＩＤ５で構成されたＲＡＩＤグループのデータ単位に対して、ＭＰ２１６は、データ単位を構成する複数のデータ要素の排他的論理和（ＸＯＲ）をとることによってＰパリティを生成する。ＲＡＩＤ６で構成されたＲＡＩＤグループのデータ単位に対して、ＭＰ２１６は、更に、データ単位を構成する複数のデータ要素に所定の係数を掛けた後、それぞれのデータの排他的論理和をとることによって、Ｑパリティを生成する。
以下、ＭＰ２１６の動作をストレージコントローラ２０２の動作として説明することがある。
図３は、本実施例に係る計算機システムの論理構成を示す。
ストレージコントローラ２０２は、複数、たとえば、５個のドライブ１０７を束ねて、分散Ｐａｒｉｔｙグループ（ＤＰＧ）１１０を構成する。ストレージコントローラ２０２は、１以上の分散Ｐａｒｉｔｙグループ１１０とそれに対応する１以上の仮想パリティグループ（ＶＰＧ）１０６を構成する。 ストレージコントローラ２０２は、ＤＰＧ１１０の一部記憶領域を、ＶＰＧ１０６へ割り当てる。
プール３０１内には複数の仮想ボリューム（ＶＶＯＬ：Ｖｉｒｔｕａｌ ＶＯＬｕｍｅ）３０２が存在する。ＶＶＯＬ３０２は、仮想的な記憶デバイスであり、ホスト２０４から参照されることができる。ストレージコントローラ２０２の管理者からの指示に応じて、管理サーバ２０３は、保守Ｉ／Ｆ２０８を介して、ストレージコントローラ２０２に任意のサイズのＶＶＯＬ３０２を作成させる。サイズは、実際のドライブ１０７の合計容量に依存しない。ストレージコントローラ２０２は、ホスト２０４からのＩ／Ｏ要求（ホストＩ／Ｏ）により示されたＶＶＯＬ３０２内の記憶領域（ＶＶＯＬページ３０３）に対して、ＶＰＧ内の記憶領域（ＶＰＧページ３０４）を動的に割り当てる。
図４は、物理記憶ドライブのデータ構成を示す。
物理記憶ドライブ１０７は、ストレージコントローラ２０２等の上位の装置との間で、ＳＣＳＩコマンド処理の最小単位（例えば、５１２Ｂｙｔｅ）であるサブブロック４０２を単位として、データの受け渡しを行う。スロット４０１は、キャッシュメモリ２１４上でのデータをキャッシュする際の管理単位であり、例えば、２５６ＫＢである。スロット４０１は、連続する複数のサブブロック４０２の集合で構成される。物理ストライプ４０３は、複数（例えば、２個）のスロット４０１を格納する。
図５は、仮想ボリュームのページマッピングを示す。
ホスト２０４により認識可能なＶＶＯＬ３０２は、複数のＶＶＯＬページ３０３で構成される。ＶＶＯＬ３０２は、ユニークな識別子（ＶＶＯＬ番号）を持つ。ストレージコントローラ２０２は、ＶＶＯＬページ３０３に、ＶＰＧ１０６内のＶＰＧページ３０４を割り当てる。この関係をページマッピング５０１と呼ぶ。ページマッピング５０１は、ストレージコントローラ２０２により動的に管理される。連続するＶＶＯＬページ＃を持つ複数のＶＶＯＬページには、連続するＶＶＯＬ空間のアドレスが与えられる。
ＶＰＧ１０６は、１以上の仮想チャンク（Ｖｃｈｕｎｋ）１０１を含む。Ｖｃｈｕｎｋ１０１は、複数の仮想パーセル１０３で構成される。この図の例では、Ｖｃｈｕｎｋ１０１は、８個の仮想パーセル１０３で構成されている。
仮想パーセル１０３は、一つの仮想記憶ドライブ１０２内の連続した領域で構成されている。仮想パーセル１０３は、１又は複数の仮想ストライプ１０４で構成されている。この図の例において、仮想パーセル１０３は、８個の仮想ストライプ１０４で構成されている。仮想パーセル１０３における仮想ストライプ１０４の数は特に限定されない。仮想パーセル１０３が複数の仮想ストライプ１０４を含むことで、処理の効率化が実現される。
この図の例において、ＶＰＧ１０６は、ＲＡＩＤ６の６Ｄ＋２Ｐ構成である、すなわち、データ単位を構成する６つのデータ要素（Ｄ）と、これらデータ要素に対応する２つのパリティ（Ｐ、Ｑ）とをそれぞれ異なる物理記憶ドライブ１０７に格納する。この場合、Ｖｃｈｕｎｋ１０１は、例えば、８個の異なる物理記憶ドライブ１０７の仮想パーセル１０３で構成される。
言い換えれば、Ｖｃｈｕｎｋ１０１は、複数の仮想ストライプ列１０５で構成されており、この図の例においては、８個の仮想ストライプ列１０５で構成されている。Ｖｃｈｕｎｋ１０１が複数の仮想ストライプ列１０５を含むことで、処理の効率化が実現される。なお、Ｖｃｈｕｎｋ１０１は、一つの仮想ストライプ列１０５で構成されてもよい。
Ｖｃｈｕｎｋ１０１は、複数（例えば、４個）のＶＰＧページ３０４を含む。ＶＰＧページ３０４は、複数（例えば、２個）の連続する仮想ストライプ列１０５のストライプデータ要素を格納することができる。例えば、この複数のデータ単位を数ＭＢとすることで、ドライブ１０７が磁気ディスクなどである場合でも、ホストＩ／Ｏのシーケンシャル性能を一定に保つことができる。
この図においては、１＿Ｄ１、１＿Ｄ２、１＿Ｄ３、１＿Ｄ４、１＿Ｄ５、１＿Ｄ６、１＿Ｐ、１＿Ｑのように、「＿」の前の数字が共通するものが、同一の仮想ストライプ列１０５のストライプデータ要素を示す。なお、各ストライプデータ要素のサイズは、物理ストライプ４０３のサイズである。
ＶＰＧ１０６は上位ストレージシステムにおいて、ユニークな識別子（ＶＰＧ番号）を持つ。また、各ＶＰＧ１０６内のＫ個の仮想記憶ドライブ１０２のそれぞれには、ドライブ番号（ＶＤＥＶ番号）が与えられている。これは、ＶＰＧ１０６内の記憶領域のアドレッシングのための識別子で、後述するＤＰＧ１１０内のドライブ（ＰＤＥＶ）との対応関係を表すための識別子である。ＫをＶＰＧドライブ数と呼ぶことがある。
各ＶＶＯＬ３０２は、ホスト２０４から、ＶＶＯＬ３０２を表す識別子とＬＢＡとを用いてアクセスされる。この図に示すように、ＶＶＯＬページ３０３には、ＶＶＯＬ３０２の先頭からＶＶＯＬＰａｇｅ＃が与えられる。ホストＩ／Ｏにより指定されたＬＢＡに対して、以下の式によりＶＶＯＬＰａｇｅ＃を算出することが出来る。ここで、Ｆｌｏｏｒ（ｘ）は、実数ｘに対してｘ以下の最大の整数を示す記号である。ＬＢＡ及びＶＶＯＬＰａｇｅｓｉｚｅのそれぞれは、サブブロック数で表されてもよい。

ＶＶＯＬＰａｇｅ＃＝Ｆｌｏｏｒ（ＬＢＡ／ＶＶＯＬＰａｇｅｓｉｚｅ）
また、ＶＶＯＬページ３０３及びＶＰＧページ３０４のそれぞれは、複数の仮想ストライプで構成されている。ただし、ホスト２０４にパリティのデータをアクセスさせないため、ＶＶＯＬ３０２上ではパリティが見えない。例えば、この図で示している６Ｄ＋２Ｐの場合、ＶＰＧ１０６の空間において８×２個の仮想ストライプを含むＶＰＧページ３０４は、ＶＶＯＬ３０２の空間において６×２個の仮想ストライプを含むＶＶＯＬページ３０３として見える。
ストレージコントローラ２０２は、ＶＰＧ１０６の空間とＶＶＯＬ３０２の空間を補正することにより、ページマッピング５０１と合わせて、ＶＶＯＬ３０２側のＬＢＡに対応するＶＰＧ＃でのＶＤＥＶ＃とＶｃｈｕｎｋ＃、及び仮想パーセル１０３内のオフセットアドレスを算出することが出来る。もちろん、ストレージコントローラ２０２は、ホストＩ／Ｏに対応したパリティ領域のＶＰＧ＃でのＶＤＥＶ＃とＶｃｈｕｎｋ＃、及び仮想パーセル１０３内のオフセットアドレスも算出可能である。
この図は、ＲＡＩＤ６（６Ｄ＋２Ｐ）を用いるケースを示すが、例えば１４Ｄ＋２Ｐなど、Ｄ数を増やしてもよいし、ＲＡＩＤ５やＲＡＩＤ１を用いてもよい。また、ＲＡＩＤ４のようにパリティのみの仮想パーセルを作成してもよい。通常のＲＡＩＤ４ の場合、上位層の論理設計を簡略化できるというメリットがある一方、Ｗｒｉｔｅ時にパリティドライブにアクセスが集中するため、パリティドライブがボトルネック化しやすいというデメリットがあるが、分散ＲＡＩＤ構成の場合、ＶＰＧ１０６上のパリティドライブ内のデータは、ＤＰＧ１１０上では複数の物理記憶ドライブ１０７に分散されているため、当該デメリットの影響を最小化することができる。また、ＲＡＩＤ６におけるＱパリティのエンコーディングはガロア演算以外でも、ＥＶＥＮ－ＯＤＤ法など他の一般的に知られた方法を使ってもよい。
図６は、ＶＰＧとＤＰＧの間のパーセルマッピングを示す。
Ｖｃｈｕｎｋ１０１は、前述のとおり、ＶＰＧ１０６の記憶領域の空間において連続的である。連続するｃ個のＶｃｈｕｎｋ１０１は、Ｖｃｈｕｎｋ周期６０１を構成する。ＤＰＧ１１０を構成するＮ台の物理記憶ドライブ１０７において、各ドライブ１０７の中で連続するｍ個のＰａｒｃｅｌ１０９、合計Ｎ×ｍ個のＰａｒｃｅｌは、Ｐａｒｃｅｌサイクル６０３を構成する。ｃを周期Ｖｃｈｕｎｋ数と呼ぶ。ｍを周期Ｐａｒｃｅｌ数と呼ぶ。共通のＤＰＧ１１０から構成される１つ以上のＶＰＧについて、共通のＶｃｈｕｎｋ周期＃を持つＶｃｈｕｎｋ周期の集合を、Ｖｃｈｕｎｋ周期グループ６０２と呼ぶ。
一つのＶｃｈｕｎｋ周期グループ６０２は、一つのＰａｒｃｅｌサイクル６０３に対応する。また、パーセルマッピング６０４は周期的である。すなわち、Ｖｃｈｕｎｋ周期グループ６０２とＰａｒｃｅｌサイクル６０３の各ペアにおいてパーセルマッピング６０４は共通である。仮想記憶領域と物理記憶領域との間のパーセルマッピング６０４が周期的であることで、データを複数の物理記憶領域へ適切に分散できると共に、パーセルマッピング６０４の効率的な管理が実現される。なお、非周期的、即ち１周期のみのパーセルマッピングが採用されてもよい。
各Ｖｃｈｕｎｋ周期６０１内のＶｃｈｕｎｋ１０１の識別子をＣｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃（ＣＶＣ＃）で表す。したがって、ＣＶＣ＃は、０からｃ－１までの値を取る。Ｐａｒｃｅｌサイクル６０３内のＰａｒｃｅｌ１０８の識別子を、Ｌｏｃａｌ ＰａｒＣｅｌ＃（ＬＰＣ＃）で表す。ＬＰＣ＃は、０からｍ－１までの値を取る。一つのＶｃｈｕｎｋ１０１内の複数の仮想パーセルのデータ実体には、複数の物理パーセル１０９が割り当てられる。
また、Ｖｃｈｕｎｋ周期グループ６０２内のＶｃｈｕｎｋ１０１の識別子をＬｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃（ＬＶＣ＃）で表す。ＬＶＣ＃は、ＶＰＧ＃ｎと、ＣＶＣ＃から一意に求められる。

ＬＶＣ＃＝ｎ×Ｃ＋ＣＶＣ＃

で求められる。
図７は、ＶＰＧ１０６とＤＰＧ１１０のパーセルマッピング６０４について、ｃ＝２、ｍ＝８、Ｋ＝４、Ｎ＝５の例について示す。ｃはＶｃｈｕｎｋ周期６０１内の Ｖｃｈｕｎｋ数、ｍはＰａｒｃｅｌサイクル６０３内のドライブ内Ｐａｒｃｅｌ数、ＫはＶＰＧ１０６内のドライブ数、ＮはＤＰＧ１１０内のドライブ数である。
このように、パーセルマッピングを、Ｖｃｈｕｎｋ周期６０１及びＰａｒｃｅｌサイクル６０３の組み合わせ毎に、繰り返し配置することで、マッピングパターンの規模を減少させると共にマッピングパターンの生成の負荷やアドレス変換の負荷を抑えることができる。
ＶＰＧ１０６内の仮想記憶ドライブ１０２内の仮想パーセル１０３に記されているＶｃｈｕｎｋ識別子"ｘ－ｙ－ｚ"のうち、ｘは、ＶＰＧ＃を表し、ｙはＶｃｈｕｎｋ周期＃を表し、ＺはＣＶＣ＃を表している。その仮想パーセル１０３に割り当てられた物理パーセルには、同じＶｃｈｕｎｋ識別子が記している。パーセルマッピングにおいて、一つのＶｃｈｕｎｋ周期６０１内の複数の仮想パーセル１０３と、一つのＰａｒｃｅｌサイクル６０３内の複数の物理パーセルとの間の対応関係を、マッピングパターンと呼ぶ。例えば、マッピングパターンは一つのＰａｒｃｅｌサイクル６０３内の各物理パーセルに対応するＶｃｈｕｎｋ識別子とＶＤＥＶ＃を用いて表される。各Ｐａｒｃｅｌサイクル６０３のマッピングパターンは、共通である。
本例においては、２個のＶｃｈｕｎｋ周期６０１と、２個のＰａｒｃｅｌサイクル６０３とを示す。各Ｐａｒｃｅｌサイクル６０３は、５個のドライブ１０７に亘る。一つのＰａｒｃｅｌサイクル６０３の全ての物理パーセルは、一つのＶｃｈｕｎｋ周期グループ内の仮想パーセルに割り当てられる。
ここではｍ＝８としているが、ドライブ１０７の台数がＫの整数倍でない任意のケースにおいて、ＶＰＧ－ＤＰＧ間のマッピングを適切に設定するために、ｍはＫの整数倍であればよい。
図８は、共有メモリの内容を示す。
共有メモリ８０１は、例えば、物理記憶ドライブ１０７、ＣＭ２１４、及びＬＭ２１７の少なくともいずれか１個の記憶領域を用いて構成される。なお、ストレージコントローラ２０２は、物理記憶ドライブ１０７、ＣＭ２１４、及びＬＭ２１７の内の複数の構成の記憶領域を用いて論理的な共有メモリ８０１を構成し、各種情報についてキャッシュ管理を行うようにしてもよい。
共有メモリ８０１は、プール管理テーブル８０２と、ドライブ＃入れ替え管理テーブル８０３と、ページマッピングテーブル８０４と、サイクルマップポインタテーブル８０５と、サイクルマッピングテーブル ８０６と、サイクルマッピング逆変換テーブル ８０７と、ＰＧマッピングテーブル（Ｖ２Ｐ） ８０８と、ＰＧマッピング逆変換テーブル（Ｐ２Ｖ） ８０９と、ドライブマッピングテーブル（Ｖ２Ｐ）８１０と、ドライブマッピング逆変換テーブル（Ｐ２Ｖ）８１１とを格納する。
パーセルマッピングにおいて、マッピングパターンは、ＰＧマッピングテーブル８０８、サイクルマップポインタテーブル８０５および、サイクルマッピングテーブル８０６により表される。
また、ドライブの減設時、減設前のマッピングパターンを現行マッピングパターン（Ｃｕｒｒｅｎｔ）と呼び、減設中のマッピングパターンを中途マッピングパターン（Ｃｈａｎｇｉｎｇ）と呼び、減設後のマッピングパターンを目標マッピングパターン（Ｔａｒｇｅｔ）と呼ぶ。即ち、減設時、共有メモリ８０１は、Ｃｕｒｒｅｎｔのサイクルマッピングテーブル８０６及びサイクルマッピング逆変換テーブル ８０７と、Ｃｈａｎｇｉｎｇのサイクルマッピングテーブル８０６及びサイクルマッピング逆変換テーブル８０７と、Ｔａｒｇｅｔのサイクルマッピングテーブル８０６及びサイクルマッピング逆変換テーブル ８０７とを格納する。なお、ＰＧマッピングテーブル８０８、サイクルマップポインタテーブル８０５は、増設前後で共通のテーブルを格納すればよいが、構成をこれに限定しない。
また、減設時には、ドライブマッピングテーブル（Ｖ２Ｐ）８１０、ドライブマッピング逆変換テーブル（Ｐ２Ｖ）８１１、およびドライブ＃８０３を用いてＰＤＥＶ＃とＤｒｉｖｅ＃との対応を管理する。
図９は、ローカルメモリの内容を示す。
ローカルメモリ２１７は、ドライブ減設処理プログラム９０１と、単体増設マップ作成プログラム９０２と、減設後マップ作成処理プログラム９０３と、サイクル単位減設処理プログラム９０５と、デステージ処理プログラム９０６と、ＶＰ変換処理プログラム９０７と、ＰＶ変換処理プログラム９０８とを格納する。各処理の具体的な用途については後述する。
図１０は、プール管理テーブルを示す。
プール管理テーブル８０２は、プール３０１と、ＶＰＧ１０６の対応関係を示す情報である。プール管理テーブル８０２は、Ｐｏｏｌ＃１００１とＶＰＧ＃１００２と、割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数１００３と、割当可能ＶＰＧページ数１００４のフィールドを含む。
本テーブルにより、ストレージコントローラ２０２は、プール３０１に属するＶＰＧ１０６の識別子と、各ＶＰＧ１０６の割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数と、各ＶＰＧ１０６の割当可能ＶＰＧページ数１００４を調べることができる。
割当可能割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数１００３には、対応するＤＰＧ１１０の容量をもとに、０以上の値が格納される。ＶＰＧ＃１００２で示されたＶＰＧ１０６においては、その割当可能割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数１００３を超えるＶｃｈｕｎｋ＃にページを割り当てることができない。周期Ｐａｒｃｅｌ数をｍ、ＤＰＧ内のＰａｒｃｅｌサイクルの数をＷとした場合、割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数１００３の最大値Ｖは、以下の基準で設定される。

割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数最大値 Ｖ＝Ｗ×ｍ／Ｋ

ここで、ｍはＫの整数倍であるので、上記式の結果は必ず整数となる。
なお、Ｐａｒｃｅｌサイクル内に、スペア領域として別途Ｐａｒｃｅｌをリザーブしておく場合などは、ｍはＫの倍数でなくとも良い。
Ｐａｒｃｅｌサイクル内のリザーブパーセルの個数をＳとして、ｍ－ｓがＫの倍数であればよく、その場合の割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数１００３の最大値は、以下の基準で設定される。

割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数最大値 Ｖ＝Ｗ×（ｍ－ｓ）／Ｋ
割当可能ＶＰＧページ数１００４には、対応するＤＰＧ１１０の容量をもとに、０以上の値が格納される。ＶＰＧ＃１００２で示されたＶＰＧ１０６においては、その割当可能ＶＰＧページ数１００４を超えるＶＰＧページ＃にページを割り当てることができない。割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数１００３Ｖ＿c、Ｖｃｈｕｎｋ内ＶＰＧページ数ＶＰとして、割当可能ＶＰＧページ数Ｐは、以下の基準で設定される。

割当可能ＶＰＧページ数 Ｐ＝Ｖ＿c×ＶＰ

上記式にて明らかなように、割当可能ＶＰＧページ数は、割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数１００３に比例する。以降の説明で、単に割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数１００３を更新・削除する、旨を述べる場合、特に言及がない限り、割当可能ＶＰＧページ数１００４も併せて更新する。更新する際の割当可能ＶＰＧページ数１００４は、前述の基準で求める。
図１１は、ページマッピングテーブルを示す。
ページマッピングテーブル ８０４は、ＶＶＯＬ３０２のページと、ＶＰＧ１０６のページとの対応関係を示す情報である。ページマッピングテーブル ８０４は、プール＃１１０１と、ＶＶＯＬ＃１１０２と、ＶＶＯＬページ＃１１０３と、ＶＰＧ＃１１０４と、ＶＰＧページ＃１１０５とのフィールドを含む。プール＃１１０１と、ＶＶＯＬ＃１１０２と、ＶＶＯＬページ＃１１０３とは、ＶＶＯＬページを示す。ＶＰＧ＃１１０４と、ＶＰＧページ＃１１０５とは、当該ＶＶＯＬページに割り当てられたＶＰＧページを示す。未使用のＶＶＯＬページ＃１１０３に対応するＶＰＧ＃１１０４及びＶＰＧページ＃１１０５には、「未割当」に相当する値が格納される。
図１２は、マップポインタテーブルを示す。マップポインタテーブル ８０５は、ＤＰＧ＃１２０１と、Ｃｙｃｌｅ＃１２０２と、サイクルマップバージョン１２０３のフィールドを含む。本テーブルにより、ストレージコントローラ２０２は、アドレス変換時に参照するべきサイクルマッピングテーブルのバージョンを参照することができる。サイクルマップバージョン１２０３は、ドライブ増設する場合に更新される。サイクルマップバージョンが"Ｔａｒｇｅｔ"のサイクルは、増設処理が完了したことを示している。ストレージコントローラ２０２は、増設処理中にＤＰＧ空間のアドレスにアクセスする場合、指定されたＤＰＧ空間のサイクルに対応するサイクルマップバージョンが"Ｔａｒｇｅｔ"であれば、増設後のサイクルマッピングテーブルを用いてアドレス変換を行い、"Ｃｕｒｒｅｎｔ"であれば、増設前のサイクルマッピングテーブルを用いてアドレス変換を行い、"Ｃｈａｎｇｉｎｇ"であれば、増設中のサイクルマッピングテーブルを用いてアドレス変換を行う。
図１３は、サイクルマッピングテーブルを示す。サイクルマッピングテーブル８０６は、ＣｕｒｒｅｎｔとＴａｒｇｅｔ、Ｃｈａｎｇｉｎｇの３種類のテーブルを有している。これらは、以下に説明するドライブの増設処理の途中状態で、正しいアドレスを参照するために存在する。Ｃｕｒｒｅｎｔは、現在のマッピングテーブルを表し、Ｔａｒｇｅｔは増減設後の目標のマッピングテーブルを表し、Ｃｈａｎｇｉｎｇは増減設過渡中のマッピングテーブルを表している。各サイクルマッピングテーブル８０６は、Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃１３０１と、ＶＤＥＶ＃１３０２と、Ｌｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃１３０３と、ＰＤＥＶ＃１３０４のフィールドを含む。
本マッピングテーブルを参照することによって、ストレージコントローラ２０２は、ＣｙｃｌｅＶｃｈｕｎｋ＃,ＶＤＥＶ＃をキーとして、Ｌｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃、ＰＤＥＶ＃を取得することができる。
図１４に示すサイクルマッピング逆変換テーブル８０７は、サイクルマッピングテーブル８０６の逆引きテーブルであり、サイクルマッピングテーブル８０６同様、ＣｕｒｒｅｎｔとＴａｒｇｅｔの２種類のテーブルを有している。サイクルマッピング逆変換テーブル８０７は、ＣｕｒｒｅｎｔとＴａｒｇｅｔ、Ｃｈａｎｇｉｎｇの３種類のテーブルを有している。サイクルマッピング逆変換テーブル８０７のＣｕｒｒｅｎｔは、サイクルマッピングテーブル８０６のＣｕｒｒｅｎｔの逆引きテーブルであり、サイクルマッピング逆変換テーブル８０７のTargetは、サイクルマッピングテーブル８０６のＴａｒｇｅｔの逆引きテーブルであり、サイクルマッピング逆変換テーブル８０７のＣｈａｎｇｉｎｇは、サイクルマッピングテーブル８０６のＣｈａｎｇｉｎｇの逆引きテーブルである。 各サイクルマッピング逆変換テーブル８０７は、Ｌｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃１４０１と、ＰＤＥＶ＃１４０２と、Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃１４０３と、ＶＤＥＶ＃１４０４のフィールドを含む。本マッピング逆変換テーブルを参照することによって、ストレージコントローラ２０２は、Ｌｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃、ＰＤＥＶ＃をキーとして、Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃、ＶＤＥＶ＃を取得することができる。
本マッピング逆変換テーブルは、サイクルマッピングテーブル８０６と連動して更新される。以降の説明で、サイクルマッピングテーブル８０６の作成、更新、削除や、ＣＵＲＲＥＮＴ面、Ｔａｒｇｅｔ面、Ｃｈａｎｇｉｎｇ面へ設定する場合、特に言及がない限り、サイクルマッピング逆変換テーブル８０７も、サイクルマッピングテーブル８０６に合わせて作成、更新、削除や、ＣＵＲＲＥＮＴ面、Ｔａｒｇｅｔ面、Ｃｈａｎｇｉｎｇ面へ設定される。
各サイクルマッピングテーブルおよびサイクルマッピング逆変換テーブルのデータの生成方法や参照方法については、後述する。
図１５Ａは、ＰＧマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブルを示す。ＰＧマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブル８０９は、ＶＰＧとＤＰＧのマッピングを管理するテーブルである。ＰＧマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブル８０８は、仮想パリティグループ番号（ＶＰＧ＃）１５０１と、分散Ｐａｒｉｔｙグループ番号（ＤＰＧ＃）１５０２とから構成される。
ＰＧマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブル８０８では、仮想パリティグループ番号（ＶＰＧ＃）１５０１から、分散Ｐａｒｉｔｙグループ番号（ＤＰＧ＃）１５０２の値を求める事ができる。
図１５Ｂに示すＰＧマッピング（Ｐ２Ｖ）テーブルは、ＰＧマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブル８０９の逆引きテーブルである。ＰＧマッピング（Ｐ２Ｖ）テーブル８０９は、分散Ｐａｒｉｔｙグループ番号（ＤＰＧ＃）１５０４と、仮想パリティグループ番号（ＶＰＧ＃）１５０３とから構成される。
ＰＧマッピング（Ｐ２Ｖ）テーブル８０９では、分散Ｐａｒｉｔｙグループ番号（ＤＰＧ＃）１５０４から、仮想パリティグループ番号（ＶＰＧ＃）１５０３の値を求める事ができる。
図１６Ａは、ドライブマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブルを示す。ドライブマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブル８１０は、ＰＤＥＶ＃とＤｒｉｖｅ＃のマッピングを管理するテーブルである。ドライブマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブル８１０は、分散Ｐａｒｉｔｙグループ番号（ＤＰＧ＃）１６０１と、ＰＤＥＶ＃１６０２と、Ｄｒｉｖｅ＃１６０３とから構成される。ドライブマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブル８１０では、分散Ｐａｒｉｔｙグループ番号（ＤＰＧ＃）１６０１と、ＰＤＥＶ＃１６０２から、Ｄｒｉｖｅ＃１６０３の値を求める事ができる。
図１６Ｂに示すドライブマッピング（Ｐ２Ｖ）テーブルは、ドライブマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブル８１１の逆引きテーブルである。ドライブマッピング（Ｐ２Ｖ）テーブル８１１は、Ｄｒｉｖｅ＃１６０６と、分散Ｐａｒｉｔｙグループ番号（ＤＰＧ＃）１６０４と、ＰＤＥＶ＃１６０５と、から構成される。ドライブマッピング（Ｐ２Ｖ）テーブル８１１では、Ｄｒｉｖｅ＃１６０６から、分散Ｐａｒｉｔｙグループ番号（ＤＰＧ＃）１６０４とＰＤＥＶ＃１６０５の値を求める事ができる。
図１７は、ドライブ＃入れ替え管理テーブル８０３を示す。ドライブ＃入れ替え管理テーブル８０３は、ＰＤＥＶ＃（Source）１７０１と、ＰＤＥＶ＃（Target）１７０２と、から構成される。ＰＤＥＶ＃（Source）１７０１から、ドライブ＃入れ替え先のＰＤＥＶ＃（Target）１７０２の値を求めることができる。
図１８は、本実施例で示すドライブ減設前のマッピングパターン作成方法について示す。
ここでは、周期Ｐａｒｃｅｌ数ｍ＝４、ドライブ台数Ｎ＝４の構成において、ドライブ数＝５のマッピングパターンを示す。
上記マッピングパターンは、周期Ｐａｒｃｅｌ数ｍ＝４、ドライブ台数Ｎ＝４の構成をもとに、１台のドライブを増設したとみなして作成する。
Ｐ１は、ドライブ増設前の初期のマッピングパターンを示す。なお、この図の例は、簡単のため、２つのＰａｒｃｅｌサイクル６０３のみを記す。
ＤＰＧ１１０内の物理記憶ドライブ１０７内の物理パーセル１０９に記されているＶｃｈｕｎｋ識別子"ｘ－ｙ"のうち、ｘは、対応する仮想パーセル１０３のＬＶＣ＃を表し、ｙはＶｃｈｕｎｋ周期＃を表している。
Ｐ２は、ドライブ増設中のマッピングパターンを示す。既存のＶｃｈｕｎｋ１０１を構成するＰａｒｃｅｌ１０８の一部を増設したドライブ１８０１に割り当てる。これにより、既存のドライブ１０７に、Ｖｃｈｕｎｋ１０１にマッピングされていないＰａｒｃｅｌができる。この図の例では、Ｐａｒｃｅｌサイクルあたり、既存の４台のドライブ１０７のうち３台から１Ｐａｒｃｅｌずつ移動するＰａｒｃｅｌ１０８を選択し、合計３個のＰａｒｃｅｌを移動しているが、移動量は周期Ｐａｒｃｅｌ数、周期Ｐａｒｃｅｌ内のリザーブパーセルの個数、Ｖｃｈｕｎｋを構成するＰａｒｃｅｌ数に依存する。周期Ｐａｒｃｅｌ数ｍ、周期Ｐａｒｃｅｌ内のリザーブパーセルの個数Ｓ、ＶＰＧドライブ数Ｋとして、Ｐａｒｃｅｌサイクルあたりの移動量 Ｔは以下の式で表現される。

Ｔ＝（Ｋ－１）×（ｍ－ｓ）／Ｋ
Ｐ３では、新規Ｖｃｈｕｎｋを作成する。新規Ｖｃｈｕｎｋは、前述の既存Ｖｃｈｕｎｋの再構成処理により生じた、ＶｃｈｕｎｋにマッピングされていないＰａｒｃｅｌから構成する。
Ｐａｒｃｅｌサイクルあたりの新規Ｖｃｈｕｎｋの数は、周期Ｐａｒｃｅｌ数、周期Ｐａｒｃｅｌ内のリザーブパーセルの個数、Ｖｃｈｕｎｋを構成するＰａｒｃｅｌ数に依存する。周期Ｐａｒｃｅｌ数ｍ、周期Ｐａｒｃｅｌ内のリザーブパーセルの個数Ｓ、ＶＰＧドライブ数Ｋとして、新規Ｖｃｈｕｎｋの数Ｖは以下の式で表現される。

Ｖ＝（ｍ－ｓ）／Ｋ

なお、新規Ｖｃｈｕｎｋの容量（＝Ｖ×Ｋ）は、スペアを除いた増設ドライブ１８０１の容量（＝ｍ－ｓ）と等しい。
上記手順により決定したマッピングパターンを用いて、周期Ｐａｒｃｅｌ数ｍ＝４、ドライブ台数Ｎ＝５の構成におけるマッピングパターンとする。本マッピングパターンは、Ｎ＝４の分散ＲＡＩＤへ実際に１台ドライブを増設して実現しても良いし、Ｎ＝５の分散ＲＡＩＤを作成して利用しても良い。
図１９は、本実施例で示すドライブ減設後のマッピングパターン作成方法について示す。
ここでは、周期Ｐａｒｃｅｌ数ｍ＝４、ドライブ台数Ｎ＝４の構成において、ドライブ数＝５のマッピングパターンを用いて、Ｄｒｉｖｅ＃１のドライブを減設する方式を示す。
Ｐ１は、ドライブ減設前の初期のマッピングパターンである現行マッピングパターンを示す。なお、この図の例は、簡単のため、２つのＰａｒｃｅｌサイクル６０３のみを記す。
まず、Ｖｃｈｕｎｋ識別子"４－ａ"（ａは正の整数）で特定されるＶｃｈｕｎｋから、割り当て済みのＶＶＯＬページを別のＶｃｈｕｎｋへと移動し、当該Ｖｃｈｕｎｋに有効データが格納されていない状態とする。すなわち、ＶＰＧ＃４に割り当てられているＶＶＯＬPageをすべて、他のVPG＃の未割り当てページに移動し、ＶＰＧ＃４上のページをすべて未割り当て化する。次に、Ｖｃｈｕｎｋ識別子"４－ａ"（ａは正の整数）で特定されるＶｃｈｕｎｋの削除を行う。
Ｐ２では、ＰＤＥＶ＃最大のドライブ（本例ではＰＤＥＶ＃４、以降末尾ドライブ１９０１と呼ぶ）上のＰａｒｃｅｌから、Ｖｃｈｕｎｋ識別子"４－ａ"（ａは正の整数）で特定されるＶｃｈｕｎｋの削除によって未割り当てとなったＰａｒｃｅｌへデータを移動する。移動後のＰａｒｃｅｌ配置は、Ｎ＝４のマッピングパターンをもとに決める。
Ｐ３は、Ｐａｒｃｅｌ入れ替え後のマッピングを示す。Ｐａｒｃｅｌの入れ替えによって、末尾ドライブ１９０１上のデータがすべて無くなる。
Ｐ４で、減設対象のドライブ（Ｄｒｉｖｅ＃１）から末尾ドライブ１９０１へデータをコピーする。
Ｐ５で、減設対象のドライブのＰＤＥＶ＃（＃１）が末尾ドライブ１９０１のＤｒｉｖｅ＃（Ｄｒｉｖｅ＃４）、末尾ドライブ１９０１のＰＤＥＶ＃（＃４）が減設対象のドライブのＤｒｉｖｅ＃（Ｄｒｉｖｅ＃１）となるように、ドライブマッピングテーブルを更新する。
以上により、Ｄｒｉｖｅ＃１で示されるドライブがマッピングパターンの範囲からなくなり、かつ当該Ｄｒｉｖｅ上に有効データが無い状態が実現できるため、当該Ｄｒｉｖｅを減設することが可能となる。
以下、ストレージコントローラ２０２の動作の詳細について説明する。
図２０は、ドライブ減設処理を示す。ドライブ減設処理プログラム９０１は、ドライブを減設する場合に減設処理を行う。管理者は、システムに対して減設用のドライブを１台以上選択して、減設指示を管理サーバ２０３へ入力する。ストレージコントローラ２０２は、その減設指示を管理サーバ２０３から受領した契機で、ドライブ減設処理を実行する。
まず、ドライブ減設処理プログラム９０１は、減設対象として指定されたドライブの台数から、操作対象となるVPG＃を決定する（ステップＳ２００１）。
ＶＰＧ＃の決定は以下の手順で行う。ドライブマッピング（Ｐ２Ｖ）テーブル ８１１を参照し、減設指示されたＤｒｉｖｅ＃に対応するＤＰＧ＃を特定する。このとき、複数個の減設対象Ｄｒｉｖｅ＃から、単一のＤＰＧ＃が求まる場合と、複数のＤＰＧ＃に分かれる場合がある。
対応するＤＰＧ＃が複数ある場合は、以降の処理をそれぞれのＤＰＧ＃に対して繰り返し行う。以降、対象とするＤＰＧを、減設対象ＤＰＧと呼ぶ。
次にＰＧマッピング（Ｐ２Ｖ）テーブル ８０９を参照して、ＤＰＧ＃に対応するＶＰＧ＃の一覧を取得する。取得したＶＰＧ＃の、降順にＲ個（Ｒは、単一のＤＰＧ＃に対応する減設対象ドライブ台数）のＶＰＧを、操作対象とする。以降、操作対象のＶＰＧを、減設対象ＶＰＧと呼ぶ。
次に、減設対象のＶＰＧから、有効データを退避する（ステップＳ２００２）。有効データの退避は、次の手順で行う。
まず、プール管理テーブル８０２について、減設対象ＶＰＧ＃に対応する割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数１００３および、割当可能ＶＰＧページ数１００４を０に更新する。これにより、当該ＶＰＧに対して、以降有効データが追加で格納されることを抑止する。
次に、ページマッピングテーブル８０４を参照し、減設対象のＶＰＧ＃に割り当てられているＶＶＯＬＰａｇｅ＃の一覧を取得する。これらのページが、退避元データである。
次に、退避先のページを決定する。プール管理テーブル８０２を参照して、減設対象のＶＰＧ＃と同じＰｏｏｌ＃に対応づいている、減設対象でなく、かつ割当可能ＶＰＧページ数１００４が０でないものを退避先として決定する。候補が複数ある場合は、例えば利用率の最も低いＶＰＧを、対象ＶＰＧとして選択する、又は、ＶＶＯＬ毎に、割当優先度をＶＰＧに設定し、割当優先度が最も高いＶＰＧを、対象ＶＰＧとして選択し、ＶＰＧページを退避先として選択する。対象ＶＰＧページを選ぶ方法は、例えば対象ＶＰＧ内の空きページのうち、最もＶＰＧページ＃の若いページを、対象ＶＰＧページとして選択する。
この処理を、退避元データのページ数分繰り返す。
退避元ページより少ないページ数しか確保できなかった場合、ドライブ減設処理は継続できないので、ドライブ減設処理プログラム９０１は失敗として終了する（ステップＳ２００３、Ｎｏ）。
退避元ページ数分ページ確保できた場合に、退避元ページのデータを退避先ページへとコピーする。コピーが完了したら、ページマッピングテーブル ８０４のＶＰＧ Ｐａｇｅ＃１１０５のエントリを、コピー元ページのＶＰＧ＃、ＶＰＧ Ｐａｇｅ＃から、コピー先ページのＶＰＧ＃、ＶＰＧ Ｐａｇｅ＃へ更新する。また、コピーによりＶＰＧごとの割当可能ＶＰＧページ数１００４、割当可能Ｖｃｈｕｎｋ数１００３のエントリの値が変化するので、プール管理テーブル８０２の情報も更新する。更新のあと、ドライブ減設処理プログラム９０１は次のステップ実行する（ステップＳ２００３、Ｙｅｓ）。
次に、ドライブ減設処理プログラム９０１は、減設後マップ作成処理を実行する（ステップＳ２００４）。本処理では、減設後のマッピングパターンを生成する。詳細は後述する。
次に、ドライブ減設処理プログラム９０１は、作成した減設後のマッピングパターンを、サイクルマッピングテーブル８０６のＴａｒｇｅｔ面のサイクルマッピングテーブルに設定する（ステップＳ２００５）。
次に、ドライブ減設処理プログラム９０１は、全サイクルに対してサイクル単位減設処理が完了しているかを判定する（ステップＳ２００７）。
判定には、例えば、マップポインタテーブル８０５を参照してもよい。減設対象ＤＰＧ＃に対応するサイクルマップバージョンエントリ１２０３はすべてＴａｒｇｅｔを参照する状態になっていれば、サイクル単位減設処理が完了しているとみなせる。
全サイクルに対してサイクル単位減設処理が完了していない場合（ステップＳ２００７でＮｏ）、ドライブ減設処理プログラム９０１は、ステップＳ２００６に戻り、次の対象ドライブに対して同様の処理を実施し、全サイクルに対してサイクル単位減設処理が完了している場合（ステップＳ２００７でＹｅｓ）は、ＣＵＲＲＥＮＴ面のサイクルマッピングテーブル８０６をＴａｒｇｅｔ面のサイクルマッピングテーブルの内容に更新する（ステップＳ２００８）。これにより、ＣＵＲＲＥＮＴ面とＴａｒｇｅｔ面が、減設後のマッピングパターンの内容で一致する。
次に、ドライブ減設処理プログラム９０１は、マップポインタテーブル８０５を参照し、減設対象ＤＰＧ＃に対応するサイクルマップバージョンエントリ１２０３を、全てＣｕｒｒｅｎｔに更新して、処理を完了する（ステップＳ２００９）。これにより、次の新たなドライブ減設時に、再度上述の処理を実施してＴａｒｇｅｔ面を更新した場合でも、現在のマッピングパターンを継続して参照可能となる。
以上までの処理で、減設ドライブ台数分の、Ｒ個の末尾ドライブ上から、有効なデータが排除される（図１９のＰ３の状態）。
次に、ドライブ減設処理プログラム９０１は、ドライブ＃入れ替え処理を実施して、減設処理を完了する（ステップＳ２０１０。本処理によって、減設対象のドライブ上から有効なデータを排除し、減設可能な状態とする。詳細は後述する。
図２１は、減設後マップ作成処理を示す。減設後マップ作成処理プログラム９０３はまず、減設後のドライブ台数を算出する（ステップＳ２１０１）。減設後のドライブ台数は、ドライブマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブル ８１０の、減設対象ＤＰＧ＃２に対応するＤｒｉｖｅ＃１６０３のエントリのうち、有効なＤｒｉｖｅ＃、すなわちInvalidでないＤｒｉｖｅ＃の数を数える。これが、対象のＤＰＧ＃を構成しているドライブ台数（Ｑ）である。減設後のドライブ台数は、Ｑ－Ｒで求められる。
次に、減設後マップ作成処理プログラム９０３は、マップ作成の起点となるマップ（起点マップ）を作成し、減設後マップとして設定する（ステップＳ２１０２）。起点マップは、ＤＰＧを構成可能な最小ドライブ台数におけるマッピングパターンである。図１８に示した例では、Ｐ１に示すドライブ４台のマッピングが該当する。本図では、Ｋ＝４の場合が示されておりＤＰＧを構成するドライブ台数は４未満にならないため、起点マップは、ドライブ台数４台のマップとなる。
なお、ドライブ台数が４台より多いマップを起点マップとしてもよい。ただし、起点マップ台数未満のドライブ台数への減設が不可となる。
起点マップの作成方法は、限定しない。例えば、図１８のＰ１のように、ＰＤＥＶの先頭から順にＶｃｈｕｎｋを割り当てていけば良い。
減設後マップのドライブ台数が、減設後ドライブ台数未満の場合（ステップＳ２１０３、Ｎｏ）、減設後マップ作成処理プログラム９０３は、単体増設マップ作成処理を実施する（ステップＳ２１０４）。詳細は後述する。本処理によって、ドライブ台数が増えた減設後マップが作成される。
減設後マップのドライブ台数が、減設後ドライブ台数と一致する場合（ステップＳ２１０３、Ｙｅｓ）、減設後マップ作成処理プログラム９０３は、処理を終える。以上の手順によって、減設後マップが作成される。
図２２は、単体増設マップ作成処理を示す。単体増設マップ作成処理は、大きく、既存のＶｃｈｕｎｋを構成するパーセル情報を更新する既存パーセル再配置処理２２０１と、増設した容量に新規にＶｃｈｕｎｋを割り当てる新規Ｖｃｈｕｎｋ割当処理２２０２からなる。それぞれの処理に分けて説明する。
既存パーセル再配置処理２２０１では、単体増設マップ作成プログラム９０２は、減設後マップにより対応付けられたドライブ１０７内の物理パーセル１０９で構成されている既存のＶｃｈｕｎｋのいくつかについて、ドライブ台数を１台追加した構成に変更する。すなわち、増設ドライブ１８０１の物理パーセルを用いた構成に変更し、サイクルマッピングテーブル８０６を更新する。
まず、単体増設マップ作成プログラム９０２は、既存のＬｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋに割り当てられている物理パーセル１０９を移動元候補として１つ選択し、当該パーセルのＬｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃および、ＰＤＥＶ＃を取得する（ステップＳ２２０３）。Ｌｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃とＰＤＥＶ＃を直接選択してもよいし、対象のＬｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃とＶＤＥＶ＃を決めた後に、サイクルマッピングテーブル８０６を参照して対応するＬｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃とＰＤＥＶ＃を取得しても良い。ここでは、例えば、単体増設マップ作成処理内で、移動元として選択したパーセル数が、既存のＰＤＥＶ間で平準化するように選択する。選択した物理パーセル１０９を、以降候補パーセルと呼ぶ。
次に、単体増設マップ作成プログラム９０２は、候補パーセルを含むＬｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋが、増設ドライブ内のＰａｒｃｅｌを含むかどうかを判定する（ステップＳ２２０４）。単体増設マップ作成プログラム９０２は、Ｔａｒｇｅｔのサイクルマッピング逆変換テーブル８０７を参照し、ステップＳ２２０３で取得した候補パーセルのＬｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃とＰＤＥＶ＃をキーとして、Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃を取得する。次に、単体増設マップ作成プログラム９０２は、Ｔａｒｇｅｔのサイクルマッピングテーブル８０６を参照し、Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃をキーとして、Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃を構成するすべてのＶＤＥＶ＃と、そのＬｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃、ＶＤＥＶ＃に対応するＰａｒｃｅｌのＰＤＥＶ＃を取得する。取得したＰＤＥＶ＃のうちの少なくとも１つが、増設ドライブのＰＤＥＶ＃と一致する場合、ステップＳ２２０４のＹｅｓに分岐し、ステップＳ２２０３を再度実行する。
取得したＰＤＥＶ＃が全て、増設ドライブのＰＤＥＶ＃と一致しない場合（ステップＳ２２０４Ｎｏ）、単体増設マップ作成プログラム９０２は候補パーセルを、移動元パーセルとして確定させる（ステップＳ２２０５）。
次に、単体増設マップ作成プログラム９０２は、増設ドライブの物理Ｐａｒｃｅｌの中から、サイクルマッピングテーブル８０６に未割り当てのパーセルを選択し、移動先パーセルとして確定する（ステップＳ２２０６）。パーセルが未割り当てか否かを判定する手段は、特に限定しない。例えばパーセル＃毎の割当・未割り当て状態を管理するテーブルを用いて判定してもよいし、未割り当て状態のパーセル＃をキュー管理し、キューを参照することで未割り当てのパーセルを取得してもよい。
次に、単体増設マップ作成プログラム９０２は、移動元パーセルを含むＶｃｈｕｎｋの構成情報を、移動先パーセルを含むよう更新する（ステップＳ２２０７）。単体増設マップ作成プログラム９０２は、Ｔａｒｇｅｔのサイクルマッピング逆変換テーブル８０７を参照し、移動元のＬｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃とＰＤＥＶ＃をキーとして、Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃、ＶＤＥＶ＃を取得する。次に、取得したＬｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃、ＶＤＥＶ＃をキーとして取得できるＬｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃エントリ１３０３と、ＰＤＥＶ＃エントリ１３０４を、移動先パーセルのＬｏｃａｌ ＰＤＥＶ＃とＰＤＥＶ＃にそれぞれ更新する。更に、単体増設マップ作成プログラム９０２は、、Ｔａｒｇｅｔのサイクルマッピング逆変換テーブル８０７を、サイクルマッピングテーブル８０６にあわせて更新する。この時点で、移動元パーセルは、Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋを構成しなくなったため、移動元パーセルのＬｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃とＰＤＥＶ＃をキーとして取得できるＬｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃１４０３と、ＶＤＥＶ＃に、それぞれ無効値を格納する。
次に、単体増設マップ作成プログラム９０２は、既存パーセルの移動が十分量行われたかを判定する（ステップＳ２２０８）。増設ドライブに移動したパーセルの個数が前述の移動量 Ｔ個未満の場合（ステップＳ２２０８Ｎｏ）、単体増設マップ作成プログラム９０２はステップＳ２２０３に戻り処理を行う。
増設ドライブに移動したパーセルの個数が全述の移動量Ｔ個以上の場合（ステップＳ２２０８Ｙｅｓ）、単体増設マップ作成プログラム９０２は、処理を新規Ｖｃｈｕｎｋ割当処理２２０２に進める。
新規Ｖｃｈｕｎｋ割当処理２２０２において、単体増設マップ作成プログラム９０２はまず、未割り当ての物理パーセルをＫ台のドライブから１個ずつ選択することを試みる（ステップＳ２２０９）。
選択できる場合（ステップＳ２２１０、Ｙｅｓ）、単体増設マップ作成プログラム９０２は、選択したＫ個のＰａｒｃｅｌで新規Ｖｃｈｕｎｋを構成する（ステップＳ２２１１）。単体増設マップ作成プログラム９０２は、Ｔａｒｇｅｔのサイクルマッピングテーブル８０６に新規Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃エントリを追加し、新規Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃を構成するＫ個のＶＤＥＶ＃に対して、選択したＫ個のパーセルのＬｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃とＰＤＥＶ＃を設定する。Ｔａｒｇｅｔのサイクルマッピング逆変換テーブル８０７も、サイクルマッピングテーブル８０６に合わせて更新する。なお、Ｋ個のドライブの選択方法は特に限定しないが、例えば、未割り当てパーセル数の多い方からＫ個のドライブを選択すればよい。
新規Ｖｃｈｕｎｋが構成された時点で、Ｖｃｈｕｎｋが割り当てられるＶＰＧ＃は一意に決まる。割当対象のＶＰＧ＃およびＶＰＧ内のＣｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃は、以下の計算式で求められる。

ＶＰＧ＃＝Ｆｌｏｏｒ（ＬＶＣ＃／Ｃ）
Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃＝ＬＶＣ＃ ｍｏｄ Ｃ
ステップＳ２２１０において、Ｋ個のパーセルを選択できなかった場合（Ｎｏ）、単体増設マップ作成プログラム９０２は、処理を終了する。
以上により、もとにしたマッピングパターンのドライブ台数よりも１台多いドライブを用いてＶｃｈｕｎｋを構成するマッピングパターンが作成される。なお、本実施例では、単体増設マップ作成処理の主体を、ストレージコントローラ２０２内の単体増設マップ作成プログラム９０２として記載したが、この処理の一部または全部を、他の主体が行っても良い。たとえば、構成に応じたマッピングパターンを、事前に高性能計算機によって作成しておき、ストレージコントローラ２０２は、作成されたマッピングパターンを読み込んで使用することも可能である。これにより、ストレージコントローラ２０２の負荷を低減できるほか、より特性の良いマッピングパターンを利用する事が可能である。
この場合には、例えば、事前に作成したマッピングパターンを、共有メモリ８０１またはローカルメモリ２１７上に、構成ＰＤＥＶ台数ごとに保存しておき、図２０のステップＳ２００４～Ｓ２００５の代わりに、減設後の構成ＰＤＥＶ台数に対応するマッピングパターンを、サイクルマッピングテーブル８０６のＴａｒｇｅｔ面８０６Ｂに設定する。
図２３は、サイクル単位減設処理を示す。
サイクル単位減設処理プログラム９０５は、前述のドライブ減設処理のステップＳ２００６において、処理を行う。サイクル単位減設処理は、後述のデータＳＷＡＰ処理を実行することで、現行マッピングパターン（Ｃｕｒｒｅｎｔ）で示されたデータの配置を、目標マッピングパターン（Ｔａｒｇｅｔ）で示されたデータの配置に変更する。
まず、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、サイクルマッピングテーブル８０６のＣｕｒｒｅｎｔ面をＣｈａｎｇｉｎｇ面へコピーし（ステップＳ２３０１）、マップポインタテーブル８０５の、当該サイクルのサイクルマップバージョンエントリを、Ｃｈａｎｇｉｎｇへと更新する（ステップＳ２３０２）。
次に、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、減設対象のサイクルマッピングテーブル８０６内の一つの物理パーセルを対象物理パーセルとして順次選択する（ステップＳ２３０３）。例えば、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、サイクルマッピングテーブル８０６内の全ドライブ内の物理パーセルのうち、ＰＤＥＶ＃、Ｐａｒｃｅｌ＃が若いものから順に、データＳＷＡＰ処理が未実施である物理パーセルを、対象物理パーセルとして選べばよい。
次に、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、対象物理パーセルがＳＷＡＰ対象であるかを判定する（ステップＳ２３０４）。具体的には、減設対象のＤＰＧが参照するサイクルマッピング逆変換テーブル８０７のＣｕｒｒｅｎｔ面を参照し、対象物理パーセルが構成するＬｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃および、ＶＤＥＶ＃に差分がある場合、対象物理パーセルはＳＷＡＰ対象である。ここで、Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃および、ＶＤＥＶ＃に有効エントリが無い場合がある。減設後にデータ格納されないＰａｒｃｅｌであることを示しているため、当該Ｐａｒｃｅｌは、ＳＷＡＰ対象としない。
さらに、Ｃｕｒｒｅｎｔ面でＳＷＡＰ対象物理パーセルが構成するＬｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃とＶＤＥＶ＃をキーとして、Ｔａｒｇｅｔ面を参照して取得される物理パーセルがＳＷＡＰ先ペアとなる。
対象物理パーセルがＳＷＡＰ対象でないと判定された場合（ステップＳ２３０４でＮｏ）、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、ステップＳ２３１０に処理を進める。ステップＳ２３１０については後述する。
対象物理パーセルがＳＷＡＰ対象であると判定された場合（ステップＳ２３０４でＹｅｓ）、サイクル単位減設処理プログラム９０５はＳＷＡＰ対象ペアが割り当てられている二つのＶｃｈｕｎｋを対象Ｖｃｈｕｎｋペアとして選択し、対象Ｖｃｈｕｎｋペア内の仮想ストライプを対象ストライプペアとして順に選択する（ステップＳ２３０５）。
次に、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、対象ストライプペアに対するデータＳＷＡＰ処理を実施する（ステップＳ２３０６）。データＳＷＡＰ処理は、特許文献１に示されている処理と同様である。データＳＷＡＰ処理は、対象ストライプペアの少なくとも一つが有効データを格納している場合、対象ストライプペアの間でデータを入れ替える。例えば、データＳＷＡＰ処理は、対象ストライプペアの少なくとも一つの仮想ストライプがＶＶＯＬページに割り当てられている場合、Ｃｕｒｒｅｎｔにおいて当該仮想ストライプに対応する物理ストライプから、当該ＶＶＯＬページに対応する対象キャッシュスロットへデータをステージングし、対象キャッシュスロットのデステージ（ＣＭ２１４からドライブ１０７への書き込み）を抑止し、対象キャッシュスロットをダーティに設定する。データＳＷＡＰ処理後にデステージ抑止を解除されると、対象キャッシュスロットに格納されたデータは、非同期で、Ｔａｒｇｅｔにおいて当該仮想ストライプに対応する物理ストライプへデステージされる。
次に、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、対象物理パーセル内に、データＳＷＡＰ処理が行われていないストライプ（未ＳＷＡＰ領域）が存在するかを判定する（ステップＳ２３０７）。未ＳＷＡＰ領域が存在する場合（ステップＳ２３０７でＮｏ）、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、ステップＳ２３０３に戻り、対象物理パーセル内の次の物理ストライプに対して同様の処理を実施する。
未ＳＷＡＰ領域が存在しないと判定された場合（ステップＳ２３０７でＹｅｓ）、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、Ｃｈａｎｇｉｎｇ面のサイクルマッピングテーブル８０６の情報を、ＳＷＡＰ後のパーセル情報に更新する（ステップＳ２３０８）。これにより、サイクル単位減設処理対象のサイクル＃に対するＶＰ変換処理（後述）を実施する場合でも、正しい物理パーセルに対してアクセスが可能となる。
次に、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、ステップＳ２３０６でデステージ抑止を施されていた対象キャッシュスロットのデステージ抑止を解除する（ステップＳ２３０９）。
次に、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、減設対象のサイクルマッピングテーブル８０６内の全物理パーセルを対象物理パーセルとして選択したか否かを判定する（ステップＳ２３１０）。未選択である物理パーセルが存在する場合（ステップＳ２３１０でＮｏ）、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、ステップＳ２３０３に戻って、次の対象物理パーセルを選択する。
未選択である物理パーセルが存在しない場合（ステップＳ２３１０でＹｅｓ）、サイクル単位減設処理プログラム９０５は、マップポインタテーブル８０５の、当該サイクルの
サイクルマップ バージョンエントリを、Ｔａｒｇｅｔへと更新し、処理を終了する（ステップＳ２３１１）。
以上のサイクル単位減設処理によれば、ストレージコントローラ２０２は、ＳＷＡＰ対象の物理パーセルに対応するＶｃｈｕｎｋに有効データが格納されている場合、Ｃｕｒｒｅｎｔに基づいて、当該Ｖｃｈｕｎｋに対応する物理パーセルから有効データを読み出し、Ｔａｒｇｅｔに基づいて、当該Ｖｃｈｕｎｋに対応する物理パーセルへ有効データを書き込む。これにより、ストレージコントローラ２０２は、ＣｕｒｒｅｎｔからＴａｒｇｅｔへのマッピングパターンの変更に合わせて、データを移動させることができる。
なお、サイクル単位減設処理において、ストレージコントローラ２０２は、物理パーセルを順次選択する代わりに、仮想チャンクや仮想パーセルを順次選択してもよい。
図２４は、ドライブ＃入れ替え処理を示す。
ドライブ＃入れ替え処理プログラム９０４は、前述のドライブ減設処理のステップＳ２０１０において、処理を行う。本処理ではまず、減設対象のドライブから、末尾ドライブへとデータをコピーする。これにより、末尾ドライブと減設対象ドライブ内のデータが一致する。
この状態で、ドライブマッピングテーブル上の、減設対象ドライブのＰＤＥＶ＃と、末尾ドライブのＰＤＥＶ＃を、それぞれ末尾ドライブのＤｒｉｖｅ＃、減設対象ドライブのＤｒｉｖｅ＃へと入れ替えて更新することで、減設対象ドライブのＰＤＥＶ＃が末尾ドライブとなり、マッピングパターンの範囲外のＰＤＥＶ＃となる。これ以降、減設対象ドライブへデータがアクセスされなくなるため、当該ドライブの減設が可能となる。
ドライブ＃入れ替え処理プログラム９０４はまず、減設対象ドライブのＰＤＥＶ＃をコピー元ＰＤＥＶ＃、末尾ドライブのＰＤＥＶ＃をコピー先ＰＤＥＶ＃として決定する（ステップＳ２４０１）。
複数ドライブをまとめて減設する場合、コピー元ドライブが複数存在するが、任意の１台を選択する。末尾ドライブは、ドライブマッピング（V２Ｐ）テーブル ８１０を参照し、減設対象ＤＰＧ＃に対応する、ＰＤＥＶ＃のうち、Ｄｒｉｖｅ＃に有効値（Invalidでない）が格納された最大のＰＤＥＶ＃とする。
コピー元ＰＤＥＶ＃と、コピー先ＰＤＥＶ＃が一致する場合（ステップＳ２４０２、Ｙｅｓ）は、以降のコピー処理は不要なため、ステップＳ２４１０を実施する。
コピー元ＰＤＥＶ＃と、コピー先ＰＤＥＶ＃が不一致の場合（ステップＳ２４０２、Ｎｏ）に、ドライブ＃入れ替え処理プログラム９０４は、コピー元ＰＤＥＶ＃をＩＯ二重化対象化として管理する（ステップＳ２４０３）。ドライブ＃入れ替え処理プログラムは、ドライブ＃入れ替え管理テーブル８０３において、コピー元ＰＤＥＶ＃を示すＰＤＥＶ＃（Source）１７０１に対応する、ＰＤＥＶ＃（Target）１７０２に、コピー元ＰＤＥＶ＃を設定する。これにより、後述するデステージ処理において、デステージ対象のドライブがコピー元ＰＤＥＶだった場合に、コピー先ＰＤＥＶへもデステージ処理が行われる。
次に、ドライブ＃入れ替え処理プログラム９０４は、コピー元ＰＤＥＶ上のデータを、コピー先ＰＤＥＶへコピーする（ステップＳ２４０４）。全ＰＤＥＶ領域のコピーが完了すると（ステップＳ２４０５）、ステップＳ２４０６に進む。
ステップＳ２４０６において、ドライブ＃入れ替え処理プログラム９０４は、デステージ処理の実行を抑止する。デステージ処理とは、キャッシュ上のデータをドライブへ書き込む処理である。抑止の方法は、限定しない。たとえば、抑止用の管理情報をメモリ上に保持し、デステージ処理の度にそれを参照して、抑止されている場合は処理をスキップすることで実現できる。
次に、ドライブ＃入れ替え処理プログラム９０４は、ドライブ＃を入れかえる（ステップＳ２４０７）。ドライブマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブル ８１０において、減設対象のＤＰＧ＃、ＰＤＥＶ＃に対応するＤｒｉｖｅ＃１６０３のエントリに、末尾ドライブのＤｒｉｖｅ＃を、末尾ドライブのＤＰＧ＃、ＰＤＥＶ＃に対応するＤｒｉｖｅ＃１６０３のエントリに、減設対象ドライブのＤｒｉｖｅ＃を、それぞれ設定する。また、ドライブマッピング（Ｐ２Ｖ）テーブル８１１の内容を、ドライブマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブル８１０の対応関係と一致するよう更新する。
次に、ドライブ＃入れ替え処理プログラム９０４は、ＩＯ二重化対象から対象ドライブを除外する（ステップＳ２４０８）。ドライブ＃入れ替え処理プログラムは、ドライブ＃入れ替え管理テーブル８０３において、コピー元ＰＤＥＶ＃を示すＰＤＥＶ＃（Source）１７０１に対応する、ＰＤＥＶ＃（Target）１７０２に、無効値（Invalid）を設定する。これにより、以降のデステージ処理においては、コピー先ＰＤＥＶ＃へのデステージが行われなくなる。
次にドライブ＃入れ替え処理プログラム９０４は、ステップＳ２４０６で実施したデステージ処理抑止を解除する（ステップＳ２４０９）。
ドライブ＃入れ替え処理プログラム９０４は、すべての減設対象ドライブに対して、ステップＳ２４０１～ステップＳ２４０９を実行した場合に、処理を終了し（ステップＳ２４１０、Ｙｅｓ）、未実施の減設対象ドライブが有る場合には、ステップＳ２４０１から再度実行する（ステップＳ２４１０、Ｎｏ）。
図２５は、デステージ処理を示す。デステージ処理は、キャッシュ上のデータを、ドライブへと書き込む処理である。デステージ処理の実行は、例えば、新規データを格納するための空き容量がキャッシュ上にない場合に、データをキャッシュ上から破棄する際に行う。
デステージ処理において、デステージ処理プログラム９０６は、デステージ対象のドライブを示すＰＤＥＶ＃が、ＩＯ二重化対象化どうか、すなわち、ドライブ＃入れ替え管理テーブル８０３を参照し、デステージ対象のドライブを示すＰＤＥＶ＃に対して、ＰＤＥＶ＃（Target）１７０２に有効値があるかどうかを確認する。
有効値がない場合（ステップＳ２５０１、Ｎｏ）、デステージ対象のドライブを示すＰＤＥＶ＃へ要求されたデータを書き込み、処理を終了する（ステップＳ２５０２）。
有効値がある場合（ステップＳ２５０１、Ｙｅｓ）、ＰＤＥＶ＃（Target）１７０２に格納されたＰＤＥＶ＃を、IO二重化先のＰＤＥＶ＃として取得し（ステップＳ２５０３）、ＩＯ二重化先ドライブへデータ書き込む（Ｓ２５０４）。デステージ対象のドライブを示すＰＤＥＶ＃へ要求されたデータを書き込み、処理を終了する（ステップＳ２５０２）。
これにより、ＩＯ二重化対象のＰＤＥＶ＃へのデステージ処理が、二重化先ＰＤＥＶ＃へもデステージされることとなり、ドライブコピー中に行われたデータ更新がコピー先ドライブへも反映される。
図２６は、ＶＰ変換処理を示す。
ＶＰ（Ｖｉｒｔｒｕａｌ－Ｐｈｙｓｉｃａｌ）変換処理は、ＶＰ変換処理プログラム９０７により実行される。ＶＰ変換は、論理記憶領域のアドレスから物理記憶領域のアドレスへの変換処理である。ＶＰ変換処理は、ホスト２０４からＩ／Ｏ要求を受領した場合のページ変換処理などから呼び出される。ページ変換処理は、Ｉ／Ｏ要求により指定された仮想ボリューム内のアドレスを、ＶＰＧ空間のアドレスに変換する。ＶＰ変換処理は、指定された仮想的なアドレスであるＶＰＧ空間のアドレス（ＶＰＧ＃、ＶＤＥＶ＃、Ｖｃｈｕｎｋ＃）を、物理的なデータの格納先であるＤＰＧ空間のアドレス（ＤＰＧ＃、ＰＤＥＶ＃、Ｐａｒｃｅｌ＃）に変換する。
まず、ＶＰ変換処理プログラム９０７は、Ｖｃｈｕｎｋ＃から、Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃を算出する（ステップＳ２６０１）。Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃は、

Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃＝Ｖｃｈｕｎｋ＃ ｍｏｄ ｃ

で算出できる。
次に、ＶＰ変換処理プログラム９０７は、ＶＰＧ＃と、Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃、周期Ｖｃｈｕｎｋ数Ｃから、Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃を算出する（ステップＳ２６０２）。
Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃は、

Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃＝ＶＰＧ＃×Ｃ＋Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃

で算出できる。
次に、ＶＰ変換処理プログラム９０７は、Ｖｃｈｕｎｋ＃から、ｃｙｃｌｅ ＃を算出する（ステップＳ２６０３）。ｃｙｃｌｅ ＃は、

ｃｙｃｌｅ＃＝Ｆｌｏｏｒ（Ｖｃｈｕｎｋ＃/ｃ）

で算出できる。
次に、ＶＰ変換処理プログラム９０７は、物理インデックス取得処理を実行する（ステップＳ２６０４）。
物理インデックス取得は、ＶＰＧ＃、ＶＤＥＶ＃、Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃を入力として、ＤＰＧ＃、ＰＤＥＶ＃、Ｌｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃を取得する処理である。
例えばＶＰ変換処理プログラム９０７は、ＰＧマッピング（Ｖ２Ｐ）テーブル ８０８を用いて、ＶＰＧ＃からＤＰＧ＃を取得する。
次に、ＶＰ変換処理プログラム９０７は、マップポインタテーブル ８０５を参照し、ＤＰＧ＃と、ｃｙｃｌｅ ＃をキーとして、サイクルマップバージョン１２０３を特定し、参照するサイクルマッピングテーブル８０６の面を決定する。
次に、ＶＰ変換処理プログラム９０７は、サイクルマッピングテーブル８０６を用いて、ＶＤＥＶ＃とＬｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃から、ＰＤＥＶ＃とＬｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃を取得する。
次に、ＶＰ変換処理プログラム９０７は、Ｌｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃、Ｃｙｃｌｅ＃、および、周期Ｐａｒｃｅｌ数ｍから、Ｐａｒｃｅｌ＃算出を行い、処理を終了する（ステップＳ２６０５）。Ｐａｒｃｅｌ＃は、

Ｐａｒｃｅｌ＃＝Ｃｙｃｌｅ＃＊ｍ＋Ｌｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃

で算出できる。
図２７は、ＰＶ変換処理を示す。
ＰＶ（Ｐｈｙｓｉｃａｌ－Ｖｉｒｔｒｕａｌ）変換処理は、ＰＶ変換処理プログラム９０８により実行される。ＰＶ変換は、物理記憶領域から、論理記憶領域への変換処理である。ＰＶ変換は、例えば、リビルド処理で故障した物理記憶領域に対応するデータを特定するためなどに用いられる処理である。ＰＶ変換は、指定された物理的なデータの格納先であるＤＰＧ空間のアドレス（ＤＰＧ＃、ＰＤＥＶ＃、Ｐａｒｃｅｌ＃）を、仮想的なアドレスであるＶＰＧ空間のアドレス（ＶＰＧ＃、ＶＤＥＶ＃、Ｖｃｈｕｎｋ＃）に変換する。ＰＶ変換は、ＶＰ変換の逆変換に相当する。つまり、ＶＰ変換を実施した後に、その結果でＰＶ変換を実施すると、同じアドレスが返却されることになる。また、逆も同じである。
まず、ＰＶ変換処理プログラム９０８は、Ｐａｒｃｅｌ＃から、Ｌｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃を算出する（ステップＳ２７０１）。Ｌｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃は、

Ｌｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃＝Ｐａｒｃｅｌ＃ ｍｏｄ （ｍ）

で算出できる。
次に、ＰＶ変換処理プログラム９０８は、Ｐａｒｃｅｌ＃から、ｃｙｃｌｅ ＃を算出する（ステップＳ２７０２）。ｃｙｃｌｅ ＃は、

ｃｙｃｌｅ ＃＝Ｆｌｏｏｒ（Ｐａｒｃｅｌ＃/ｍ）

で算出できる。
次に、ＰＶ変換処理プログラム９０８は、マップポインタテーブル ８０５を参照し、ＤＰＧ＃と、ｃｙｃｌｅ ＃をキーとして、サイクルマップバージョン１２０３を特定し、参照するサイクルマッピングテーブル８０６の面を決定する。
次に、ＰＶ変換処理プログラム９０８は、仮想インデックス取得を実行する（ステップＳ２７０３）。
仮想インデックス取得は、ＤＰＧ＃、ＰＤＥＶ＃、Ｌｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃を入力として、ＶＰＧ＃、ＶＤＥＶ＃、Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃を取得する処理である。
例えばＰＶ変換処理プログラム９０８は、ＰＧマッピング（Ｐ２Ｖ）テーブル８０９を用いて、ＤＰＧ＃からＶＰＧ＃を取得し、サイクルマッピング逆変換テーブル８０７を用いて、ＰＤＥＶ＃とＬｏｃａｌ Ｐａｒｃｅｌ＃から、ＶＤＥＶ＃とＬｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃を取得する。なお、本変換において、ＶＤＥＶ＃、Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃が割り当てられていない場合、当該Ｐａｒｃｅｌはスペア領域であり、データが割り当てられていないことを示す。
次に、ＰＶ変換処理プログラム９０８は、Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃、Ｃｙｃｌｅ＃、および、周期Ｖｃｈｕｎｋ数Ｃから、Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃算出を行う（ステップＳ２７０４）。
Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃は、

Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃＝Ｌｏｃａｌ Ｖｃｈｕｎｋ＃ ｍｏｄ ｃ

で算出できる。
次に、ＰＶ変換処理プログラム９０８は、Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃、Ｃｙｃｌｅ＃、および、周期Ｖｃｈｕｎｋ数Ｃから、Ｖｃｈｕｎｋ＃算出を行い、処理を終了する（ステップＳ２７０５）。Ｖｃｈｕｎｋ＃は、

Ｖｃｈｕｎｋ＃＝Ｃｙｃｌｅ＃＊Ｃ＋Ｃｙｃｌｅ Ｖｃｈｕｎｋ＃

で算出できる。
以上のＰＶ変換処理によれば、ストレージコントローラ２０２は、リビルド処理において、障害があるドライブ１０７のＤＰＧ空間のアドレスを、ＶＰＧ空間のアドレスへ変換し、リビルドに必要なデータを特定することができる。
本実施例に示したデータ配置およびデータの移動方法によって、分散ＲＡＩＤにおける任意のドライブ減設が可能となる。
次に、減設ドライブの指定方法の異なる実施例２を示す。実施例１では、減設対象ドライブをユーザが指定する方法を示したが、本実施例では、ユーザは減設するドライブ台数のみを指定し、ストレージシステムが、減設対象を選択する例を示す。以降の説明では、実施例１を基礎とし、実施例１との差分を主に説明する。
図２８は、本実施例におけるドライブエンクロージャの構成を示す。ドライブエンクロージャ１１１は、物理記憶ドライブ１１２を挿入するドライブスロット２８０１と、ドライブスロット毎に、表示装置２８０２を持つ。表示装置２８０２は、ストレージコントローラ２０２からの操作により、点灯または消灯する。
図２９は、本実施例におけるドライブ減設処理を示す。ドライブ減設処理プログラム９０１は、ドライブを減設する場合に減設処理を行う。管理者は、システムに対して減設したいドライブ台数を１台以上指定して、減設指示を管理サーバ２０３へ入力する。ストレージコントローラ２０２は、その減設指示を管理サーバ２０３から受領した契機で、ドライブ減設処理を実行する。
本実施例におけるドライブ減設処理について、第一の実施例との差異の部分を説明する。
ドライブ減設処理プログラム９０１は、まず、受領した減設ドライブ台数を元に、減設対象ドライブを決定する（ステップＳ２９０１）。減設対象ドライブは、例えば、末尾ドライブを対象として選択する。これにより、ドライブ＃入れ替え処理において、コピー元ＰＤＥＶとコピー先ＰＤＥＶが同一となり（ステップＳ２４０２、Ｙｅｓ）、ステップＳ２４０３からステップＳ２４０９までの処理を実施不要となるため、減設にかかる時間を短縮することが可能となる。
次に、ドライブ減設処理プログラム９０１は、減設対象として指定されたドライブの台数から、操作対象となるＶＰＧ＃を決定する（ステップＳ２００１）。本処理は、実施例１と同じである。以降、ステップＳ２０１０まで、実施例１と同じ処理を行う。
最後に、ドライブ減設処理プログラム９０１は、減設対象ドライブの挿入されているドライブスロット２８０１に対応する表示部２８０２を点滅させ、減設対象ドライブの物理的な位置をユーザに提示する（ステップＳ２９０２）。これによりユーザは、減設対象ドライブとしてどの物理記憶ドライブが選択されたかと、減設処理が完了したことと、を知ることができ、ドライブスロットから抜去する対象を特定することができる。
なお上述した説明において、減設処理プログラムの完了直前に減設対象ドライブの物理的な位置をユーザに提示する例を示したが、例えば、減設対象ドライブを決定（ステップＳ２９０１）した直後に位置をユーザに提示してもよい。その場合、位置の提示による点滅と、減設処理の完了による点滅とを分けて実施し、両者の点滅間隔を変えるなどして、区別すれば良い。
また、減設対象ドライブの位置をユーザに提示したあとで、ユーザから減設処理の継続指示の受領を待ち、継続指示受領後に再開しても良い。
また、本実施例では、減設対象ドライブの位置を表示する手段として、表示部２８０２の点滅を用いて説明したが、手段をこれに限定しない。表示部の明かりの強弱や色を変えて表示しても良い。
また、表示部は、ドライブエンクロージャ１１１に設けた画面に、ドライブスロットの位置を一意に特定可能な番号などの情報を表示してもよい。
また、ドライブエンクロージャ１１１や表示部２８０２の画像を仮想的に画面に表示して、同等の情報を表示しても良い。
なお、上記した実施例は本発明を分かりやすく説明するために構成を詳細に説明したものであり、必ずしも説明した全ての構成を備えるものに限定されるものではない。また、各実施例の構成の一部について、他の構成に追加、削除、置換することが可能である。
また、上記の各構成、機能、処理部、処理手段等は、それらの一部又は全部を、例えば集積回路で設計する等によりハードウェアで実現してもよい。また、本発明は、実施例の機能を実現するソフトウェアのプログラムコードによっても実現できる。この場合、プログラムコードを記録した記憶媒体をコンピュータに提供し、そのコンピュータが備えるプロセッサが記憶媒体に格納されたプログラムコードを読み出す。この場合、記憶媒体から読み出されたプログラムコード自体が前述した実施例の機能を実現することになり、そのプログラムコード自体、及びそれを記憶した記憶媒体は本発明を構成することになる。このようなプログラムコードを供給するための記憶媒体としては、例えば、フレキシブルディスク、ＣＤ－ＲＯＭ、ＤＶＤ－ＲＯＭ、ハードディスク、ＳＳＤ（Solid State Drive）、光ディスク、光磁気ディスク、ＣＤ－Ｒ、磁気テープ、不揮発性のメモリカード、ＲＯＭなどが用いられる。
また、本実施例に記載の機能を実現するプログラムコードは、例えば、アセンブラ、Ｃ／Ｃ＋＋、ｐｅｒｌ、Ｓｈｅｌｌ、ＰＨＰ、Ｊａｖａ（登録商標）、Ｐｙｔｈｏｎ等の広範囲のプログラム又はスクリプト言語で実装できる。
上述の実施例において、制御線や情報線は、説明上必要と考えられるものを示しており、製品上必ずしも全ての制御線や情報線を示しているとは限らない。全ての構成が相互に接続されていてもよい。
１０１…仮想チャンク １０２…仮想記憶ドライブ １０３…仮想パーセル １０４…仮想ストライプ １０５…仮想ストライプ列 １０６…仮想パリティグループ １０７…物理記憶ドライブ １０９…物理パーセル １１０…分散パリティグループ １１１…ドライブエンクロージャ １１２…物理記憶ドライブ ９０１…ドライブ減設処理プログラム ９０２…単体増設マップ作成プログラム ９０３…減設後マップ作成処理プログラム ９０４…入れ替え処理プログラム ９０５…サイクル単位減設処理プログラム ９０６…デステージ処理プログラム ９０７…ＶＰ変換処理プログラム ９０８…ＰＶ変換処理プログラム

Claims (6)

  1. プロセッサと、
    複数の物理記憶ドライブと、
    を備えたストレージシステムにおいて、
    前記物理記憶ドライブのそれぞれには番号が付されており、
    前記プロセッサは、
    ユーザデータまたはそれを修復するための冗長データである要素データを有するｋ個（ｋは２以上の整数）の仮想パーセルで仮想チャンクを構成して仮想記憶ドライブに格納し、
    同一仮想チャンクに含まれる前記仮想パーセルを、Ｎ個（ｋ＜Ｎ）の前記物理記憶ドライブのうちそれぞれ異なるｋ個の前記物理記憶ドライブにそれぞれ割り当て、
    Ｎ個の前記物理記憶ドライブからＭ個（１≦Ｍ≦Ｎ－ｋ）の前記物理記憶ドライブを減設する場合に、前記プロセッサは、
    減設の対象となる前記物理記憶ドライブに対応する前記仮想記憶ドライブを選択し、選択した前記仮想記憶ドライブに格納されている前記要素データを他の前記仮想記憶ドライブに移動させ、
    前記要素データを移動させることによりデータ未格納となった前記仮想パーセルに割り当てられている、それぞれ異なる前記物理記憶ドライブに位置する複数の領域に、特定の前記物理記憶ドライブに割り当てられた前記仮想パーセルを割り当て、前記特定の物理記憶ドライブを全て未割り当て状態にし、
    減設の対象となる前記物理記憶ドライブに割り当てられた前記仮想パーセルを前記特定の物理記憶ドライブに移動した後、前記減設の対象となる前記物理記憶ドライブに付された番号を末尾の番号に振り直す
    ことを特徴とするストレージシステム。
  2. 前記仮想チャンクは、ｋ個のストライプからそれぞれ構成されるＢ（Ｂは、正の整数）個の仮想ストライプ列を含み、
    前記仮想パーセルは、互いに異なる仮想ストライプ列に属するＢ個のストライプを含む請求項１に記載のストレージシステム。
  3. 前記ｋ個の仮想記憶ドライブで仮想パリティグループを構成し、
    前記仮想パリティグループは、ｃ（ｃは、正の整数）個の仮想チャンクでＶｃｈｕｎｋ周期を構成し、
    前記Ｖｃｈｕｎｋ周期を構成するＥ（Ｅは、正の整数）個の仮想パリティグループでＶｃｈｕｎｋ周期グループを構成し、
    前記Ｖｃｈｕｎｋ周期グループごとに周期的に前記仮想パーセルを前記物理記憶ドライブに割り当てる請求項２に記載のストレージシステム。
  4. 前記プロセッサは、
    減設の対象となる前記物理記憶ドライブの個数の指定入力を受け入れ、この指定入力に基づいて減設の対象となる前記物理記憶ドライブを特定する
    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。
  5. 前記プロセッサは、
    減設の対象となる前記物理記憶ドライブを特定したら、特定した前記物理記憶ドライブの位置を報知する
    ことを特徴とする請求項４に記載のストレージシステム。
  6. プロセッサと、
    複数の物理記憶ドライブと、
    を備え、前記物理記憶ドライブのそれぞれに番号が付されたストレージシステムにおけるストレージ管理方法において、
    ユーザデータまたはそれを修復するための冗長データである要素データを有するｋ個（ｋは２以上の整数）の仮想パーセルで仮想チャンクを構成して仮想記憶ドライブに格納し、
    同一仮想チャンクに含まれる仮想パーセルを、Ｎ個（ｋ＜Ｎ）の物理記憶ドライブのうちそれぞれ異なるｋ個の前記物理記憶ドライブにそれぞれ割り当て、
    Ｎ個の前記物理記憶ドライブからＭ個（１≦Ｍ≦Ｎ－ｋ）の前記物理記憶ドライブを減設する場合に、
    減設の対象となる前記物理記憶ドライブに対応する前記仮想記憶ドライブを選択し、選択した前記仮想記憶ドライブに格納されている前記要素データを他の前記仮想記憶ドライブに移動させ、
    前記要素データを移動させることによりデータ未格納となった前記仮想パーセルに割り当てられている、それぞれ異なる前記物理記憶ドライブに位置する複数の領域に、特定の前記物理記憶ドライブに割り当てられた前記仮想パーセルを割り当て、前記特定の物理記憶ドライブを全て未割り当て状態にし、
    減設の対象となる前記物理記憶ドライブに割り当てられた前記仮想パーセルを前記特定の物理記憶ドライブに移動した後、前記減設の対象となる前記物理記憶ドライブに付された番号を末尾の番号に振り直す
    ストレージ管理方法
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