JPH03118653A - ディジタルデータ処理システムにおけるデータ転送方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の分野〕 本発明はディジタルデータ処理システムに関連付けられ
た２つの記憶装置間でデータを伝送するシステムに関す
る。

好ましい実施例を、記憶したデータの１或はそれ以上の
複写即ち１シヤドウ”コピーを確立し、維持することに
よって記憶したデータの可用性を改善するシステムに関
して説明する。

〔発明の背景〕

典型的なディジタルコンピュータシステムは、処理すべ
きデータ（プログラム命令を含み得る）を記４１）する
ための１或はそれ以上の大容量記憶サブシステムを含む
、典型的大容量記憶サブシステムにおいては、データは
実際にはディスクに記憶される。ディスクは中心から選
択された半径方向距離にある複数のトラックと、各トラ
ックを横切る特定の角度域を限定するセクタとに分割さ
れ、各トラックと１或はそれ以上のセクタの集合がデー
タを記憶するブロックを構成する。

記憶したデータは故意にではなく改変酸は破壊され得る
から、記憶されたデータの複数のコピーを、通常は別個
の記憶装置に作成するシステムが開発されている。従っ
て記憶装置或はディスクの１つのデータが破壊されても
ｌ或はそれ以上の残されたコピーから回復することがで
きる。これらの複数のコピーはシャドウセットとして知
られている。シャドウセットにおいては、典型的にはシ
ャドウセットの１要素上の特定のブロック内に記憶され
ているデータは、シャドウセットの他の要素上の対応ブ
ロック内に記憶されているデータと同一である。通常、
複数のホスＩ・プロセッサが読み出し及び書き込み型要
求（“Ｉ１０要求”）に関してシャドウセットに同時に
（即ち並列に）アクセスできるようにすることが望まし
い。

新しい記憶装置即ち“新要素”が時折シャドウセットに
付加される。例えば、データ可用性を改善するためにシ
ャドウセット要素の数を増加させたいこともあろうし、
或は破壊されるまたは破壊されたシャドウセット要素を
取り替える必要があるかも知れない、全てのシャドウセ
ット要素が同一データを含んでいるので、新要素を付加
した時に活動要素上に記憶されている全てのデータを新
要素にコピーしなければならない。

〔発明の概要〕

本発明は一般的には２つの記憶媒体間でデータを転送す
る方法及び装置を特色とし、図示の実施例においては１
或はそれ以上のホストブロセ・ノサがアクセス可能なシ
ャドウセット内の２つの記憶媒体間のデータ転送に使用
されている。好ましい実施例の方法は：Ａ、ＡｌＯ２憶
媒体から第２の記憶媒体へ転送すべきデータを指定する
指令をホストプロセッサの１つから受信し；Ｂ、ホスト
から受信した指令で指定されたデータを、それぞれがデ
ータの一部を転送する一連の副転送の形で第１の記憶媒
体から第２の記憶媒体へ転送し；そしてＣ，１成はそれ
以上のホストプロセッサから受イ３したシャドウセット
に対するｌ或はそれ以上のＩ／Ｏ要求を、受けた各Ｉ１
０要求毎に、ａ、もしそのＩ１０要求が副転送の１つの
中に現在台まれているシャドウセットの１つの区分を含
んでいなければそのＩ１０要求を実行し、そしてす、も
しそのＩ１０要求が副転送の１つの中に現在台まれてい
る前記シャドウセットの１区分を含んでいればそのＩ１
０要求の機能を停止せしめ、副転送が完了した後にその
Ｉ１０要求を実行することによって処理する諸段階を含
む。

好ましい実施例においては、もしある副転送がＩ１０要
求の中に現在台まれているシャドウセットの１区分を含
んでいれば、未だに開始されていない副転送は機能を停
止せしめられ、Ｉ１０要求が完了した時にその副転送が
実行される。各ポストはシャドウセットに対するＩ１０
要求を先ず副転送内のデータを入手している記憶媒体（
即ち“源”）へ伝送し、次で源へのＩ１０要求が完了し
た後に副転送が向っている記憶媒体（即ち“目標”）へ
伝送する。ホストプロセッサから受けた指令は目標を支
援するプロセッサによって受（３される。目標を支援す
るプロセッサは源を支援するプＩ］セッサへ、源から目
標へのデータの副転送を制御する指令を伝送する。

本発明は、Ｉ１０要求に重大に干渉することがない効率
的な技法で、記憶媒体のシャドウセット内の記憶媒体の
ような２つの記憶媒体間でデータの転送を可能ならしめ
る。

本発明の他の長所及び特色は以下の説明から明白になる
であろう。

〔実施例〕

３わ１叉艷軌作 第１図に示す本発明によるシステムは複数のホスト９を
含み、各ホスト９はプロセッサ１０、メモリ１２（緩衝
記憶装置を含む）、及び通信インタフェース１４を含む
。ホスト９はインタフェース１４及び通信媒体１６（例
えば仮想回線）を通して２或はそれ以上の記憶サブシス
テム１７’（第１図には２つを示す）に直接接続されて
いる。

各記憶サブシステム１７はディスク制御装置１８を含み
、ディスク制御装置１８は１或はそれ以上のディスク２
０（各サブシステム内に２つずつ示す）へのＩ１０要求
を制御する。ディスク制御装置１８はバッファ２２、プ
ロセッサ２４、及びメモリ２６　（例えば揮発性メモリ
）を含む。プロセッサ２４はホスト９からＩ１０要求を
受け、各ディスク２０へのＩ１０要求を制御する。バッ
ファ２２は書き込み指令に関連して受けたデータを、そ
のデータがディスク２０に古き込まれる前に一時的に記
憶する。またバッファ２２は読み出し指令に応答してデ
ィスク２０から読み出されたデータを、そのデータがホ
ストへ伝送されるまで記憶する。

各ホスト９は、ホスト９が多（の操作を遂行するために
必要なシステムに関する情報を含む表をそのメモリ１２
内に記憶する。例えば、ホスト９は記憶サブシステム１
７に対する読み出し及び書き込み操作を遂行し、どの記
憶サブシステムが使用可能であるか、どのディスクがサ
ブシステム内に貯えられているか等を知らなければなら
ない。

詳細に関しては後述するが、ホスト９は、もしデータを
１つのシャドウセット要素から別のシャドウセット要素
へ転送するのであれば、読み出し換作を書き込み操作の
手順を僅かに変更する。従って表は進行中の操作に関す
るステータス情報を記憶している。また表は他の標準情
報をも含む。

各記憶サブシステムは複数のディスク２０を含むが、シ
ャドウセットの要素は異なる記憶サブシステム１７内の
ディスクを含むように選択される。

従ってホスト９は、同一のディスク制御装置Ｉ８を通し
て２つのシャドウセット要素にアクセスすることを必要
とせずに、そのインタフェース１４及び通信媒体１６を
通してシャドウセットの各要素に直接アクセスすること
ができる。これによりディスク制御装置１日の１つが故
障した場合の“故障の中心点”が回避される。換言すれ
ば、もしシャドウセットの要素が共通のディスク制御装
置１８を有していれば、またもしその制御装置１８の動
作が不全であれば、ホストは何れかの読み出し及び書き
込み操作を成功裏に遂行することはできないであろう。

好ましいシステムにおいては、シャドウセット要素は“
分散”されているので、１つの装置（例えば１つのディ
スク制御装置１８）が故障しても、別のディスク制御装
置を通してアクセスされる別のシャドウセット要素を使
用して遂行可能であるために、読み出し及び凹き込み操
作が禁止されることはない。

データがホストによってシャドウセットに書き込まれる
と、ホストは指令（その四式は第２Ａ図に示しである）
を発行する。この指令は、この指令を独特に識別する“
指令参照番号”フィールド、データを書き込む或はデー
タを読み出す各シャドウセット内の装置（例えばディス
ク２０）を、識別する“装置番号”フィールドを含む。

“演算コード”フィールドは、操作が書き込み操作であ
ることをディスク制御装置に指定する。“バイト数”フ
ィールドは書き込まれるデータのバイトの合計数を指定
し、′論理ブロック番号′フィールドはディスクの開始
位置を識別する。“バッファ記述子”は書き込まれるデ
ータを含んでいるポストメモリ１２の区分を識別する。

“ｆｌに鉤子”フィールドは特定の指令は対応付けられ
たオプションを識別するために使用される。

第２Ｂ図に示す読み出し指令の書式は、書き込み指令フ
ィールドと同一のフィールドを含む。読み出し指令の場
合には、バッファ記述子はディスクから読み出したデー
タを記憶させるホストメモリ１２内の位置を含む。

ホストから伝送された読み出しまたは書き込み指令は、
“装置番号”フィールドで識別されたディスクを支援す
るディスク制御装置１８によって受けられる。古き込み
指令の場合には、ディスク制御装置はそのディスク２０
への書き込みを実行し、第３Ａ図に書き込み指令終り通
報の書式を示す“終り通報”を発信ホストへ戻す。終り
通報は、指令が成功裏に完了したか否かをホストに通知
するステータスフィールドを含む。もし凹き込みに失敗
すれば、ステータスフィールドは失敗の本質に依存する
誤り情報を含み得る。読み出し指令の場合には、ディス
ク制御装置はそのディスクから要求されたデータを読み
出し、そのデータを発信ホストのメモリ１２へ伝送する
。データを転送した後、ディスク制御装置は終り通報を
生成し発信ホストへ送る。読み出し指令終り通報の書式
は第３Ｂ図に示す。読み出し指令終り通報しよ書き込み
指令の終り通報に類似する。

システムのホストプロセッサの１つは新ディスクをシャ
ドウセットに付加する操作を制御する。

システムは、操作を実行するためにどのホストプロセッ
サをも選択できる。例えば、シャドうセ・ソトへの最良
の伝送経路（例えば最高速経路）を有するホストプロセ
ッサを選択可能である。

シャドウセットへ新ディスクを付加するのを制御するホ
ストは現在活動のディスク２０を“源”として役立たせ
るために選択し、源上の全てのデータを新ディスク即ち
“目標”にコピーする。仮想回線のような接続が源を支
援する記憶サブシステムと目標ディスクとの間に確立さ
れ、データは源記憶サブシステムから目標サブシステム
へ直接転送される。

データ転送を開始するために、ホストは目標ディスクを
支援するディスク制御装置へ源の識別と転送されるデー
タのアドレスとを指定する指令を送る。これにより、目
標ディスクは源を支援するディスク制御装置との接続を
確立し、源のディスク制御装置に命令して源からデータ
を伝送させる。

ホストは“データコピー”指令を使用して直接転送を実
行する。この指令は、ホストの介入なしに１つのディス
ク装置から別のディスク装置へ大量のデータのコピーを
可能にする。ディスク制御装置は異なる２つの型のコピ
ー操作、即ち局所及び遠隔コピー操作を支援することが
できる。局所コピー操作は、指令を受けたディスク制御
装置が配置されている記憶サブシステムと共に物理的に
接続されている２つのディスク（即ち両ディスクは同一
のディスク制御装置によって支援されている）間のデー
タ転送を含む。遠隔コピー換作は、異なる記憶サブシス
テム内のディスク間のデータ転送を含む。遠隔コピー操
作においては再記憶サブシステムは同一の通信媒体に接
続されていなければならず、即ち互いに通信可能でなけ
ればならない。前述のように、異なる記憶サブシステム
内にシャドウセットのディスクを有することが好ましい
から、好ましいシステムにおいては遠隔コピー操作が使
用される。

以下に、先ず直接コピー操作を遂行するために使用され
る指令を説明し、次で直接コピー操作が指令を使用して
如何に実行されるかを説明する。

前述のように、操作を開始するために、ホストは目標デ
ィスクを支援するディスク制御装置に“データコピー”
指令を送る。この指令のための指令通報書式を第４Ａ図
に示す。

“装置番号”フィールドは目標装置即ちデータがコピー
される特定ディスク２０を識別する。

“論理ブロック数”フィールドは源ディスクから目標デ
ィスクヘコピーされる論理ブロックの合計数を識別する
。

”源装置番号“フィールドは源装置即ちそこからデータ
をコピーするディスクを識別する。“源ＬＢＮ”フィー
ルドはコピー操作が開始される源ディスクのボリューム
の論理ブロック番号（位置）を識別する。もしこの値が
実際に源ディスクのブロックを反映していなければ、デ
ィスク制御装置はその指令を不当指令として１巨否する
。

“宛先ＬＢＮ”フィールドはコピー操作が開始される宛
先即ちコピー操作が開始される目標ディスクのボリュー
ムの論理プロ・ツク番号（位置）を識別する。もしこの
値が実際に目標ディスクのブロックを反映していなけれ
ば、ディスク制御装置はその指令を不当指令として拒否
する。

“源装置識別子”フィールドは、ホストが何等かのデー
タコピー指令を発行する前にホストが源ディスクから入
手する源ディスクに割当てられた独特な識別子を指定す
る。目標ディスク制御装置はこのフィールドの値を、該
装置が源ディスクから直接入手する“装置識別子”と比
較する。もしこれらの値が正確に整合しなければ、制御
装置はその指令を不当指令として拒否する。

“源装置記憶サブシステムボートアドレス゛は、源ディ
スクが物理的に接続されている記憶サブシステムの通信
プロトコルボートアドレスを識別する。このフィールド
内に符号化されている情報は、使用される特定の通信プ
ロトコルによって要求されるように書式化されたボート
アドレスである。

目標ディスク制御装置は、以下に示す状態の何れかが存
在する場合にはこのフィールドを無視する。

１、　目標ディスク制御装置が遠隔コピー支援を提供し
ない、即ち局所コピーだけが支援されている。或は ２、　目標ディスク制御装置は遠隔コピー操作を支援し
ているが、“局所源装置”修飾子（後述）がセットされ
ている（即ち源ディスクが局所であればそのフィールド
は不要として無視される）。

遠隔ディスクコピー操作の場合には、目標ディスク制御
装置は、もし孫装置記憶サブシステムボートアドレスフ
ィールドの内容が １、使用される通信プロトコルに正しく書式化されてい
ないか、或は ２、　目標ディスクが位置しているサブシステムを識別
している（即ち遠隔コピー操作は、源とし２て局所ディ
スクを識別できない）ならばその指令を不当指令として
拒否する。

“源装置記憶サブシステム　システムアドレスゝは、源
ディスクが物理的に接続されている記憶サブシステムの
通信プロトコルシステムアドレスである。このフィール
ド内に符号化されている情報は、使用する通信プロトコ
ルが要求するように書式化されたシステムアドレス値で
ある。上記ボートアドレスフィールドと同様に、もし目
標ディスク制御装置が遠隔コピー支援を提供しないか、
または局所源装置修飾子がセントされていれば、目標デ
ィスク制御装置はこのフィールドを無視する。

このフィールドの内容が使用する通信プロトコルに従っ
て正しく書式化されていなければ、制御装置はその指令
を不当として拒否する。

“修飾子゛フィールド内に指定することができる考え得
る修飾子は数多い。“通信経路確立″修飾子は、もしセ
ットされれば、目標ディスク制御装置に命令して源ディ
スク制御装置を通り源ディスクに至る通信経路を確立さ
せる。

目標ディスク制御装置は、次の状態の何れかが存在する
とデータコピー指令を不当指令として拒否する。即ち、 １、　“通信経路確立”修飾子がクリヤされ、要求した
通信経路が確立されていない。

２、　“通信経路確立“修飾子がセントされ、発行ホス
トのために既に確立されているＪ信経路が未だにそのま
まである。

遠隔コピーを支援しているディスク制御装置においては
、“局所源装置”修飾子がセットされていることは、源
ディスクが目標ディスクと同一のディスク制御装置に接
続されているディスクであることを表わす。ホストはこ
の修飾子をクリヤして源ディスクが別の記憶サブシステ
ム内に位置していることを指示する。局所コピー操作の
みを支援している制御装置は、この修飾子を無視する。

“通信経路保持“修飾子は、コピー操作が中断、完了或
は終了した後もディスク制御装置はそれらの通信経路を
保持すべきか否かを決定する。もしこの修飾子がセント
されると通信経路は保持される。従ってホストは、それ
らの通信経路の確立に対応付けられるオーバーヘッドを
も具備する特許なく、以後のデータコピー指令を発行で
きる。もしこの修飾子がクリヤされれば、目標制御装置
は要求の完了時に通信径路を切離すために必要な操作を
遂行する。

データコピー指令に対する終り通報の書式を第４Ｂ図に
示す。この終り通報は、データコピー指令が実行された
後に目標ディスク制御装置によって、データコピー指令
を発行したホストに戻される。

データコピー終り通報の“フラグフィールド内に使用で
きるフラグは、“通信径路確保”フラグを含む若干が考
えられる。このフラグは、通信経路が保持されたか否か
を決定する。もしこのフラグがセットされれば通信経路
が確保されたのである。もしこのフラグがクリヤされれ
ば、通信経路は切離されたのである。

“論理ブロック数”フィールドは、源ディスクから目標
ディスクへ成功裏にコピーされた論理ブロックの数を与
える。もし回復不能な誤りが発生すれば、目標制御装置
はこの値を、回復不能な誤りが発生するまでに目標ディ
スクに成功裏にコピーされた“宛先ＬＢＨ”から始まる
論理ブロックの数に等しくセントする。もしコピー操作
中に回復不能は誤りが発生しなければ、ディスク制御装
置はこの値を、指令通報中に指定された正しい“論理ブ
ロック数”に等しくセットする。

“副指令ステータス”フィールドは、源ディスク或は目
標ディスクへディスク制御装置が発行した副指令の失敗
に関する情報を含む。このフィールドの内容は、この指
令が誤りによって終了させられた場合以外は定義されな
い。もし指令が誤りによって終了せしめられると、“宛
先”　（即ち目標）或は１源”ビットフラグ（ステータ
スフィールド内に含まれる）が、どの装置がこの状態即
ち誤りに出会ったのかを識別する。複数の状態即ち誤り
が一方の或は両方の装置の何れかに発止した場合には、
制御装置は最初に検出された状態即ち誤りのみを記録し
て報告し、他は全て破棄される。

“副指令ステータス”の目的は、コピー操作中に発生し
た失敗から回復させるのを援助するための情報をホスト
に提供することである。

以上のコピー操作を遂行する際に使用される指令及びデ
ータ構造を説明したが、今度は第５図の流れ図に基いて
源から目標へデータをコピーする方法を説明する。

コピー操作を制御するホストは先ず、源及び目標として
働らくディスク、源及び目標上の始動論理ブロック、及
び源から目標ヘコピーすべきデータの量を指定するデー
タコピー指令を目標ディスク制御装置へ発行する（段階
３１）。目標ディスク制御装置はこの指令を受信しく段
階３２）、通信経路６′在立修飾子がセットされている
か否かを決定する（段階３３）。もし通信経路確立修飾
子がセットされていれば、目標ディスク制御装置は要求
された経路の確立（段階３４）に進む。もし源ディスク
が目標と同一の記憶サブシステム内に位置していれば、
目標制御装置は源及び目標の両ディスク・＼の内部接続
を使用する。もし源ディスクが遠隔サブシステム内に位
置していれば、目標制御装置は源ディスクのディスク制
御装置との接続を確立するために必要な通信プロトコル
依存操作を遂行する。

次で目標ディスク制御装置は、転送すべき最初のクラス
タから始まって源内のデータのクラスタを識別する論理
クラスタカウンタを初期化する。

以下に説明するように、論理クラスタカウンタは目標へ
転送される連続したクラスタを識別するためにインクリ
メントされ、最終論理クラスタ番号は転送される最後の
クラスタを識別する。

次る目標制御装置は、論理タラスタヵウンタによって識
別されたデータのクラスタを源がら入手するために読み
出し指令（第２Ｂ図参照）を源ディスクへ発行する（段
階３６）。

データを源から入手すると、目標制御装置は源データを
コピーするために目標ディスクへ四き込み指令を発行す
る。

段階３６〜４０は、コピー操作が中断、完了或は終了す
るまで繰り返される。以上に目標ディスク制御装置を第
２図に示す型の源及び目標ディスクへ読み出し及び書き
込み指令を発行するものとして説明した。ディスク制御
装置は、処理オーハーヘソドを減少させるために目標デ
ィスク及び局所源ディスクに対する如何なる同等内部操
作を遂行するように明白に許容されていることは理解さ
れよう。遠隔源ディスク及びそのディスク制御装置を扱
う全てのトランザクションには標準指令を使用しなけれ
ばならない。しかし、もし内部操作を標準指令に置換さ
せるのであれば、従う規則は以下の通りである。

Ａ、内部操作の結果は標準指令の結果と同一であるべき
である。

Ｂ、もし内部操作が誤りをもたらすのであれば、終り通
報誤りフィールドをあたかも標準指令が発行されたかの
如くセットする。

ディスク制御装置は、論理ブロックがデータコピー指令
通報の“宛先ＬＢＮ”フィールドで指定された論理ブロ
ック番号で始まる目標ディスク内の適切な場所にコピー
されることを保証するようにデータコピー指令を実行す
るべきである。

データコピー指令の実行中シャドウセットへの書き込み
操作を続行可能ならしめるために、目標ディスク制御装
置は若干の操作を“順次操作”で、また他の操作を“非
順次繰作”で遂行する。ディスクへの順次操作は、他の
如何なる操作も同時に遂行されることなく遂行されなけ
ればならない操作である。順次指令が受信されると、デ
ィスク制御装置はディスクへの全ての未解決操作を完了
させ、新しい操作を禁止する。全ての未解決操作が実行
されてしまうと、順次操作がその完了まで遂行される。

順次操作が完了すると、他の操作が再開可能となる。非
順次指令は並列に発生可能であり、効率を高めるために
再順序付けることができる。

目標ディスク制御装置は、データコピー指令に関連する
殆んどの指令を非順序指令として実行する。即ち、目標
ディスクにアドレスされた他の全ての指令に関しては、
目標ディスク制御装置がデータコピー指令の一部として
目標ディスクへ発行する副指令は性能を最適化するため
に再順序付けることが可能であり、また他の非順次指令
と交互配置することができる。

上述の非順次実行における唯一の例外は、目標ディスク
上のディスク制御装置の”即時目標”へのアクセスが制
御されることである。ディスク制御装置の即時目標は、
ディスク制御装置が作用しようとしている。または現在
作用しつつある論理ブロックの範囲である。より特定的
には“即時目標”は以下に規定する論理ブロックの範囲
である。

Ａ、源データのクラスタを入手するために使用される読
み出し副指令、或は Ｂ、得られたデータを目標ディスクヘコピーするために
使用される書き込み副指令。

目標ディスク上のディスク制御装置の“即時目標”への
アクセスは以下の規則に従って制御される。

ａ、ディスク制御装置の“即時目標”内にあるかまたは
重なっている論理ブロックの範囲を指定する指令（例え
ば書き込み）が現在進行中であれば、ディスク制御装置
は運行中の指令が完了、終了或は中断されるまで、“即
時目標”に影響を与える如何なる副指令の発行も延期す
る。

ｂ、“即時目標”に対するディスク制御装置の作用が延
期されている時（ｍａ”項に記載のように）、ディスク
制御装置の“即時目標”内にあるかまたは重なっている
論理ブロックの範囲を指定する指令を受信すれば、ディ
スク制御装置は“即時目標”に影響を与える副指令が開
始され次に完了或は終了してしまうまで、受信した指令
の実行を延期する。

Ｃ０“即時目標”に影響を与える副指令が現在進行中に
ディスク制御装置の“即時目標”内にあるかまたは重な
っている論理ブロックの範囲を指定する指令を受信すれ
ば、ディスク制御装置は“即時目標”に影響を与える副
指令が完了或は終了するまで、その指令の実行を延期す
る（即ら指令の機能停止）。

これらの規則の影響は、ディスク制御装置の３即時目標
”へのアクセスを順次操作として取扱うことである。ｒ
　／　ｏ　１７作を上述のように延期させるために、デ
ィスク制御装置はバッファ２２のような使用可能なメモ
リ内の待ち行列内にＩ１０要求を記憶する。シャドウセ
ットのその区分に関する副転送が完了すると、制御装置
は待ち行列にアクセスしてＩ１０要求を実行する。

前述のように、“即時目標”アクセス挙動を設ける目的
は、データコピー指令が進行中に目標ディスク上の論理
ブロックに書き込まれる全てのデータが源ディスク上に
含まれるデータと同一になることを保証するように、ホ
ストに書き込み操作を遂行可能ならしめることである。

この保証を実現するためにホストは、データコピー指令
内に指定されている論理ブロックの範囲内にある或は重
なっている論理ブロックの範囲を指定する源ディスクに
アドレスした書き込み操作を、同等操作が目標ディスク
に発行される前に発行し完了させるべきである。これは
、もしホストが四き込み指令を目標及び源の両者に並列
に発行すれば、目標への書き込みが源への書き込みの前
に実行されるから要求されるのである。もしこのような
ことが発生し、システムが源ディスクへの書き込みを停
止しながら目標ディスクの同一位置へ副転送を遂行すれ
ば、古いデータが源から目標へ転送されることになる（
即ち、源への古き込みは未だに実行されていないために
源上のデータは古い）。データ・のこの潜在的退化は、
目標への書き込みを発行する簡に、先ず源への書き込み
を完了させることをホストに要求することによって回避
される。

前述のように、各ホストは、ホストがシステム内で適切
に操作するために必要なデータを並べた表を記憶してい
る。例えば、各表はシャドウセットを編成しているディ
スクに関する情報等を含む。

また表は、シャドウセットに新部材が付加されつつある
か否かをホストに知らせるステータス情報を記憶してい
る。従って、ホストがシャドウセットに対するＩ１０要
求を実行する前にその表内のステータスフィールドを検
査し、もし新要素が付加されつつあることを決定すれば
ホストは発生し得るデータ退化を避けるために上述の特
別な手順を実行する。表は、新要素を付加するプロセス
を開始するホストに、システム内の他の全てのホストに
通報を送り、各ホストにこの操作を通知することを要求
することによって最新に保たれる。新要素の付加を制御
するホストは、各ホストがシステムの新ステータスを反
映するようにそれらの表を更新したことの確認を各ホス
トから受けるまで、新要素へのデータ転送を開始しない
。同様に、新要素の付加を制御するホストは、新要素が
付加されシャドウセットと一致したデータを持った時に
、各ホストに通報を送る。この通報を受信すると、ホス
トは並列にＩ１０要求を発行する通常の実行を再開する
。

データコピー指令で指定された論理−ブロックの範囲内
にあるまたは重なっている論理ブロックの範囲を指定す
る目標ディスクへ発行された読み出し操作の結果は、デ
ータが読み出し指令で指定された目標の区分に未だにコ
ピーされていないかも知れないので、予測できないこと
に注意されたい。

従ってホストは、読み出し操作に関しては源ディスク（
或は別の活動シャドウセット要素）の内容だけを信頼す
べきである。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明によるシャドウセット記憶システムであ
り、 第２図乃至第４図は本発明が使用するデータ構造を示し
、 第５図は本発明によるデータのコピ一方法の好ましい実
施例を示す流れ図である。 ９−ホストコンピュータ＼ １０−・プロセッサ、 １２・−・メモリ、 １４・・・通信インタフェース、 １６・−通信媒体、 １７−・記憶サブシステム、 １８・・−ディスク制御装置、 ２０・−・ディスク、 ２２・−バッファ、 ２４−・−プロセッサ、 ２６・・−メモリ。 図面の浄書（内容に変更なし） ≦ 第３Ａ図 第３Ｂ図 書き込み指令逼桜筈式′ 諺み出り指＋ｊ報書弐゛ 第２Ｂ図 デ１タコピー指８通報書弐゛ １１４Ａ図 データコピ―水容つ３斬書式 第４Ｂ図 第５図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、１或はそれ以上のホストプロセッサがＩ／Ｏ要求に
   関してアクセス可能な記憶媒体のシャドウセット内の２
   つの記憶媒体間でデータを転送する方法であって： Ａ、第１の記憶媒体から第２の記憶媒体へ転送するデー
   タを指定する指令をホストプロセッサの１つから受信し
   ； Ｂ、それぞれがデータの一部を転送する一連の副転送の
   形でデータを第１の記憶媒体から第２の記憶媒体へ転送
   し； Ｃ、ホストプロセッサから受信したシャドウセットに対
   する１或はそれ以上のＩ／Ｏ要求を、受けた各Ｉ／Ｏ要
   求毎に、 ａ、もしそのＩ／Ｏ要求が副転送の１つに 現在含まれているシャドウセットの１区分を含んでいな
   ければ、そのＩ／Ｏ要求を実行し、ｂ、もしそのＩ／Ｏ
   要求が副転送の１つに 現在含まれているシャドウセットの１区分を含んでいれ
   ばそのＩ／Ｏ要求の機能を停止せしめ、前記副転送の１
   つが完了した後にそのＩ／Ｏ要求を実行する ことによって処理する 諸段階を具備する方法。 ２、未だに開始されていない副転送は、それがＩ／Ｏ要
   求の１つに現在含まれているシャドウセットの１区分を
   含んでいれば機能を停止せしめられ、Ｉ／Ｏ要求の１つ
   が完了した後にその副転送が実行される請求項１記載の
   方法。 ３、各ホストは、シャドウセットに対する如何なる書き
   込み要求も先ず第１の記憶媒体に伝送し、第１の記憶媒
   体に対する書き込み要求が完了した後に前記書き込み要
   求を第２の記憶媒体に伝送する請求項１記載の方法。 ４、ホストプロセッサの１つからの指令は、第２の記憶
   媒体上のプロセッサによって受信される請求項１記載の
   方法。 ５、第２の記憶媒体上のプロセッサは、副転送を制御す
   る指令を第１の記憶媒体上のプロセッサに伝送する請求
   項４記載の方法。 ６、各記憶媒体は、複数のホストプロセッサがアクセス
   可能である請求項１記載の方法。７、複数のホストプロ
   セッサは、１或はそれ以上の記憶媒体に同時にアクセス
   可能である請求項６記載の方法。 ８、各ホストプロセッサは、データ転送に関する情報を
   含む表を維持している請求項１記載の方法。 ９、各記憶媒体は、副転送を制御するプロセッサによっ
   て支援されている請求項１記載の方法。 １０、各記憶媒体は、異なる１つのプロセッサによって
   支援されている請求項９記載の方法。 １１、第２の記憶媒体を支援するプロセッサから第１の
   記憶媒体を支援するプロセッサへ送られる指令は、第１
   の記憶媒体内のデータのアドレスを指定する請求項５記
   載の方法。１２、記憶媒体はディスク記憶装置である請
   求項１記載の方法。 １３、１或はそれ以上のホストプロセッサがＩ／Ｏ操作
   に関してアクセス可能な第１及び第２の記憶媒体、及び
   第１及び第２のプロセッサをそれぞれ具備する第１の記
   憶装置から第２の記憶装置へデータを転送する方法であ
   って： （ａ）一方の記憶媒体から他方の記憶媒体へ転送すべき
   データを指定する第１の指令を１つのホストプロセッサ
   から第１のプロセッサへ伝送し； （ｂ）第１のプロセッサから第２のプロセッサへ第２の
   指令を発行し； （ｃ）第２の指令に従って、且つ第１及び第２のプロセ
   ッサの制御の下に、前記一方の記憶媒体から他方の記憶
   媒体へデータを伝送する 諸段階を具備する方法。 １４、Ｉ／Ｏ要求に関して１或はそれ以上のホストプロ
   セッサがアクセス可能な記憶媒体のシャドウセット内の
   ２つの記憶媒体の間でデータを転送する方法であって： Ａ、第１の記憶媒体から第２の記憶媒体へ転送すべきデ
   ータを指定する指令をホストプロセッサの１つから受信
   し； Ｂ、前記データを第１の記憶媒体から第２の記憶媒体へ
   転送する 諸段階を具備し；各ホストプロセッサは、シャドウセッ
   トに対する如何なる書き込み要求も先ず第１の記憶媒体
   に伝送し、第１の記憶媒体に対する書き込み要求が完了
   した後に前記書き込み要求を第２の記憶媒体に伝送する
   方法。 １５、Ｉ／Ｏ要求に関して１或はそれ以上のホストプロ
   セッサがアクセス可能な記憶媒体のシャドウセット内の
   ２つの記憶媒体の間でデータを転送する装置であって： 第１の記憶媒体を支援し、第１の記憶媒体と第２の記憶
   媒体との間で転送すべきデータを指定する指令をホスト
   プロセッサの１つから受信するように作動するプロセッ
   サ； それぞれがデータの一部を転送する一連の副転送の形で
   データを第１の記憶媒体と第２記憶媒体との間で転送す
   る手段； ホストプロセッサから受信したシャドウセットに対する
   １或はそれ以上のＩ／Ｏ要求を、受信した各Ｉ／Ｏ要求
   毎に、 ａ、もしそのＩ／Ｏ要求が副転送の１つに現在含まれて
   いるシャドウセットの１区分を含んでいなければ、その
   Ｉ／Ｏ要求を実行し、 ｂ、もしそのＩ／Ｏ要求が副転送の１つに現在含まれて
   いるシャドウセットの１区分を含んでいればそのＩ／Ｏ
   要求の機能を停止せしめ、前記副転送の１つが完了した
   後にそのＩ／Ｏ要求を実行する ことによって処理する手段 を具備する装置。 １６、データを第２の記録媒体から第１の記録媒体へ転
   送する請求項１５記載の装置。 １７、第２の記憶媒体を支援し、且つ第１の記憶媒体か
   ら指令を受信するように作動するプロセッサをも具備す
   る請求項１５記載の装置。 １８、データを転送するシステムを含み且つ少なくとも
   １つのプロセスを処理するディジタルコンピュータ内の
   １或はそれ以上のプロセッサを制御し、Ｉ／Ｏ要求に関
   して１或はそれ以上のホストプロセッサがアクセス可能
   な記憶媒体のシャドウセット内の２つの記憶媒体の間で
   データを転送するようにプロセッサを可能化するプログ
   ラムであって： 第１の記憶媒体から第２の記憶媒体へ転送すべきデータ
   を指定する指令をホストプロセッサの１つから受信する
   ようにプロセッサの１つを可能化する指令受信モジュー
   ル； それぞれがデータの一部を転送する一連の副転送の形で
   データを第１の記憶媒体から第２の記憶媒体へ転送する
   ようにプロセッサの１つを可能化するデータ転送モジュ
   ール； ホストプロセッサから受信したシャドウセットに対する
   １或はそれ以上のＩ／Ｏ要求を、受信した各Ｉ／Ｏ毎に
   、 ａ、もしそのＩ／Ｏ要求が副転送の１つに現在含まれて
   いるシャドウセットの１区分を含んでいなければ、その
   Ｉ／Ｏ要求を実行し、 ｂ、れしそのＩ／Ｏ要求が副転送の１つに現在含まれて
   いるシャドウセットの１区分を含んでいればそのＩ／Ｏ
   要求の機能を停止せしめ、前記副転送の１つが完了した
   後にそのＩ／Ｏ要求を実行する ことによって処理するようにプロセッサの１つを可能化
   するＩ／Ｏ要求処理モジュールを具備するプログラム。 １９、未だに開始されていない副転送は、それがＩ／Ｏ
   要求の１つに現在含まれているシャドウセットの１区分
   を含んでいれば機能を停止せしめられ、Ｉ／Ｏ要求の１
   つが完了した後にその副転送が実行される請求項１５記
   載の装置。 ２０、各ホストは、シャドウセットに対する如何なる書
   き込み要求も先ず第２の記憶媒体に伝送し、第２の記憶
   媒体に対する書き込み要求が完了した後に前記書き込み
   要求を第１の記憶媒体に伝送する請求項１５記載の装置
   。 ２１、指令が副転送を制御する請求項１７記載の装置。 ２２、各記憶媒体は、複数のホストプロセッサがアクセ
   ス可能である請求項１５記載の装置。 ２３、複数のホストプロセッサは、１或はそれ以上の記
   憶媒体に同時にアクセス可能である請求項２２記載の装
   置。 ２４、各ホストプロセッサは、データ転送に関する情報
   を含む表を維持している請求項１５記載の装置。 ２５、第１の記憶媒体を支援するプロセッサから送られ
   る指令は、第２の記憶媒体内のデータのアドレスを指定
   する請求項１７記載の装置。 ２６、記憶媒体はディスク記憶装置である請求項１５記
   載の装置。 ２７、記憶媒体に対するＩ／Ｏ操作に関して１或はそれ
   以上のホストプロセッサがアクセス可能な第１の記憶媒
   体と第２の記憶媒体との間でデータを転送する装置であ
   って： 第１の記憶媒体を支援し、記憶媒体間で転送すべきデー
   タを指定する指令をホストプロセッサの１つから受信す
   るように作動するプロセッサ； 第２の記憶媒体を支援し、第１のプロセッサから第２の
   指令を受信するように作動する第２のプロセッサ；及び 第２の指令に従って、且つ第１及び第２の指令の制御の
   下に、且つ第１及び第２のプロセッサの制御の下に、第
   １の記憶媒体と第２の記憶媒体との間でデータを転送す
   る手段 を具備する装置。