JPH06301489A - ディスクボリューム複写方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 ホストからの入出力要求を受け付けながらデ
ィスクボリュームデータの複写を行う際、複写処理時間
の短縮を図る。 【構成】 制御装置１０２は、最終位置付けアドレス格
納テーブル１０３と複写済みシリンダビットマップ１０
４を参照することによって、入出力処理時に該アドレス
が未複写領域であった場合に入出力処理に継続して該複
写領域をキャッシュメモリ１０５に格納し、また、複写
処理実行時に常に現在位置付いているアドレスから最も
シーク距離の短い未複写領域を捜し、そこを複写処理対
象領域に選択し、複写処理全体の処理時間の短縮を図
る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、情報処理システムに用
いられるディスクサブシステムのデータ複写方法に係
り、特に、制御装置上のメモリバッファを用いてデータ
の多重化を図る際の複写処理方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】情報処理システムなどに用いられるディ
スクサブシステムにおいては、ディスクドライブの障害
によるデータの損失、破壊を防止し信頼性を高めるた
め、制御装置配下に接続される複数のディスクボリュー
ムに同一データを格納し、データの信頼性を高めるディ
スク多重書き方式が知られている。

【０００３】従来のディスク多重書き方式においては、
制御装置にメモリバッファを有し、ホストからの書き込
みデータを、マスタとなるべきディスクボリュームに書
き込み処理を行うのと同時に制御装置上のメモリバッフ
ァに格納し、ホストからの入出力処理が終了した後、制
御装置がスレーブとなるべきディスクボリュームに書き
込み処理を行う方式がある。

【０００４】また、ホストからの書き込みデータをメモ
リバッファに格納したのみで入出力処理を終了し、ホス
トからの入出力処理とは非同期に、制御装置が多重化さ
れたディスクボリュームのそれぞれに書き込み処理を行
う方式もある。この場合に用いられるメモリバッファは
キャッシュメモリが用いられることが一般的である。

【０００５】この様なディスク多重書き方式において
は、ディスクボリューム上のデータの多重化を行う際
に、マスタとなるべきディスクボリュームからスレーブ
となるべきディスクボリュームへの複写処理が必要であ
る。この複写処理方式に関しては、特開昭５５−１５９
２６３号公報に見られる様に、マスタとなるべきディス
クボリュームから制御装置上のメモリバッファに複写処
理の一複写単位を格納し、その後、メモリバッファから
スレーブとなるべきディスクボリュームに書き込み処理
を行い、それを逐次繰り返して行く方式が知られてい
る。また、複写処理を行う順序としては、ディスクボリ
ューム上の若番のアドレスから始めるのが一般的であ
る。

【０００６】更に、この複写処理実行中にディスクボリ
ュームに対するホストからの入出力要求が発行された場
合、複写処理を一旦中断し入出力処理を受付け、入出力
処理が完了したあと再度複写処理を継続することによ
り、ホストの入出力処理を停止することなく複写処理を
行う装置も製品化されている。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】ところで、この複写処
理に要する時間は、１複写単位につき、マスタとなるべ
きディスクボリュームからメモリバッファへ格納するの
に要する時間と、メモリバッファからスレーブとなるべ
きディスクボリュームへ書き込み処理を行うのに要する
時間の和を総複写単位数倍した時間となる。なお、メモ
リバッファへの格納処理とメモリバッファからの書き込
み処理とを並行して行うことにより、この時間はほぼ半
分の時間、即ちメモリバッファへの格納処理に要する時
間とほぼ同等とすることが可能である。

【０００８】しかし、このキャッシュメモリへの格納処
理に要する時間は、従来のディスクボリューム上の若番
のアドレスから複写処理を行う方式では、複写処理の一
複写単位をディスクドライブ上で物理的なヘッドの移動
即ちシーク動作の発生しないデータ単位（例えばシリン
ダ）とした場合には、１シリンダをメモリバッファに格
納した後、次のシリンダへシークするのに要する時間は
最小シーク時間で済むことから、 所要時間 ：Ｔ 最小シーク時間 ：STmin 平均回転待ち時間 ：RTavg １シリンダのデータ転送時間 ：XTcyl 総シリンダ数 ：Ncyl とすると、 Ｔ１＝(STmin+RTavg+XTcyl)*Ncyl ……（数１） となる。

【０００９】ところが、複写処理実行中にホストからの
入出力要求を受付けて実行するとなると、ホストからの
入出力要求に応じてシーク動作を行わなければならない
ことから、複写処理の為のメモリバッファへの格納処理
時のシーク動作が最小シーク時間では済まなくなる。す
なわち、ホストからの入出力要求が全くのランダム性を
持ったものと仮定すると、 平均シーク時間 ：STavg STavg＞STmin １回の入出力要求のデータ転送時間 ：XTi/o 複写処理中の入出力要求回数 ：Ni/o とすると、 Ｔ２＝(STavg+RTavg+XTcyl)*Ncyl+(STavg+RTavg+XTi/o)*Ni/o ……（数２） となり、複写処理開始から終了までのトータルの所要時
間が増える。かつ、入出力動作にかかる時間のみなら
ず、複写処理自体にかかる時間も増加する。

【００１０】数２から分かるように、複写処理のトータ
ルの所要時間はホストからの入出力要求の回数に依存
し、入出力要求回数が増えれば増えるほどトータル所要
時間は増加する。また、複写処理実行中の入出力処理
は、ディスクドライブの負荷が増えるため応答時間も遅
くなることから、複写処理全体の完了が遅くなればなる
ほどサブシステムのスループットは低下する。

【００１１】本発明は、ホストからの入出力処理を受け
付けながら複写処理を行う際に、複写処理にかかる時間
を短縮することにより、サブシステムのスループットを
向上させることを目的とする。

【００１２】

【課題を解決するための手段】本発明によるディスクボ
リューム複写方法は、メモリバッファを有する一つの制
御装置配下に、各々記憶媒体としてディスク媒体を有す
る複数個のディスクボリュームを接続し、データを複数
個の前記ディスクボリュームに多重に記憶するディスク
サブシステムにおいて、前記複数個のディスクボリュー
ムの第１のディスクボリューム上のデータを第２のディ
スクボリュームに複写する処理方法であって、前記メモ
リバッファを介在することによって、前記第１のディス
クボリューム上のデータを前記制御装置のメモリバッフ
ァに読み込み、次に該メモリバッファに読み込まれたデ
ータを前記第２のディスクボリュームに書き込むことに
よって複写する処理方法を採用し、複写処理実行中にホ
ストから前記第１のディスクボリュームに対する入出力
要求が発行されたとき、前記複写処理を中断して、当該
入出力処理を実行し、当該入出力処理完了時に、前記第
１のディスクボリュームの、前記ホストからの入出力要
求によってヘッドが位置付いたディスク媒体上の位置よ
り最短の距離にある未複写の単位領域を捜し、該未複写
の単位領域から前記複写処理を継続することを特徴とす
る。

【００１３】本発明では、複写処理の一複写単位は、例
えば、一または複数のトラックであっても良いし、一ま
たは複数のシリンダであっても良いが、その複写単位毎
に当該領域が複写済み領域であるか未複写領域であるか
を示すテーブルと、最後にヘッドが位置付いた領域のア
ドレスを示すテーブルをディスクボリューム毎に設け
る。

【００１４】

【作用】マスタとなるべきディスクボリュームからスレ
ーブとなるべきディスクボリュームへの複写処理の開始
時点では、当該ボリュームの当該領域が複写済み領域で
あるか未複写領域であるかを示すテーブルは、全領域が
未複写であることを示している。一複写単位の領域（単
位領域）の複写処理終了時に、当該複写領域が複写済み
であることを本テーブル上の当該複写単位領域に対応し
たエリアに記録する。本テーブルの全エリアが複写済み
であることを示したとき、当該ボリュームの複写処理が
終了したことを示す。また、最後にヘッドが位置付いた
領域のアドレスを示すテーブルには、当該ディスクボリ
ューム媒体上で最後に位置付いた、即ち現在、位置付い
ているアドレスが格納される。

【００１５】一複写単位の複写処理開始時には、最後に
ヘッドが位置付いた領域のアドレスを示すテーブルが示
すアドレス領域が複写済みか未複写かを、当該領域が複
写済み領域であるか未複写領域であるかを示すテーブル
から判断する。未複写である場合には、当該領域を制御
装置上のメモリバッファに格納する。複写済みである場
合には、前記当該領域が複写済み領域であるか未複写領
域であるかを示すテーブルを検索することによって、現
在位置付いている領域から媒体上の距離にして最短であ
る未複写領域を捜し、そこに対してシーク動作を行な
う。

【００１６】複写処理実行中にホストから入出力要求が
発行された場合には、もしその時点でまさに複写処理を
目的としたマスタボリュームからメモリバッファへの読
み込み処理実行中であったときは、読み込み処理の完了
を待って入出力処理を実行する。また、その時点で読み
込み処理実行中でない時にはそのまま入出力処理を実行
する。

【００１７】入出力処理実行時には、当該領域が複写済
み領域であるか未複写領域であるかを示すテーブルか
ら、指定されたアドレスが、複写済み領域であるが未複
写領域であるかを判断する。複写済み領域であるときに
は、入出力要求がディスクボリュームからの読み込み処
理要求である場合は、通常の読み込み処理を実行し、ま
たディスクボリュームへの書き込み処理要求である場合
には、マスタ及びスレーブのボリューム双方にデータを
書き込みデータの多重化を保証する。また、ホストから
指定されたアドレスが未複写領域であるときは、当該ア
ドレスが含まれている複写領域の一単位全域を入出力処
理に並行、継続してメモリバッファに読み込み、複写処
理を行う。

【００１８】さらに、入出力処理完了時に、複写済み領
域であるか未複写領域であるかを示すテーブルを参照
し、入出力処理で最後に位置付いたヘッド位置より最も
シーク距離の短い未複写領域を捜し、そこにシーク動作
を行い複写処理を行う。

【００１９】本発明による効果を定量的に検討する。

【００２０】 本発明による平均シーク時間： ＳＴｔｇｔ ただし、ＳＴｍｉｎ＜ＳＴｔｇｔ＜ＳＴｓｖｇ 入出力要求のトラックが未複写領域内である確率： ｐ 複写処理でマスタボリュームからキャッシングメモリに
読み込む処理の総時間ｔ１： ｔ１＝(STtgt+RTavg+XTcyl)*(Ncyl-Ni/o*p) 未複写領域に対する入出力に継続してそのシリンダをキ
ッシュメモリに格納するのに要する総時間ｔ２： ｔ２＝(STavg+RTavg+XTcyl)*(Ni/o*p) 複写済み領域に対する入出力要求の総処理時間ｔ３： ｔ３＝(STavg+RTavg+XTi/o)*(Ni/o*(l-p)) とすると、複写処理のトータル所要時間Ｔ3は、 Ｔ3＝ｔ１＋ｔ２＋ｔ３ ＝(STtgt+RTavg+XTcyl)*Ncyl+(STavg-STtgt)*Ni/o*p +(STavg+RTavg+XTi/o)*Ni/o*(l-p) ……（数３） となる。

【００２１】従来の方法による数２と比較すると、 Ｔ２−Ｔ３ ＝(STavg-STtgt)(Ncyl-Ni/o*p) + (STavg+RTavg+XTi/o)*Ni/o*p ……（数４） だけ時間短縮される。

【００２２】

【実施例】次に、本発明を用いたディスク多重化方法の
一実施例を、図面を用いて示す。

【００２３】図１に、本発明による一実施例に係るディ
スクサブシステムの一構成例を中央処理装置１０１とと
もに示す。中央処理装置１０１に、制御装置１０２が接
続され、制御装置１０２には、マスタボリューム１０６
とスレーブボリューム１０７が接続されている。制御装
置１０２は、各ボリューム毎に、最終位置付けアドレス
格納テーブル１０３と、複写済みシリンダビットマッブ
１０４と、キャッシュメモリ１０５とを持つ。本実施例
では、一複写単位をシリンダとする。なお、ボリューム
のシリンダは同心の円筒群として示すべきであるが、図
１では作図の都合上、積層したリング状に示してある。

【００２４】最終位置付けアドレス格納テーブル１０３
は、マスタボリューム１０６上で最後に位置付いた、即
ち現在位置付いているアドレスを格納する。複写済みシ
リンダビットマップ１０４は、当該ボリューム（即ちマ
スタボリューム１０６）上のスレーブボリューム１０７
への複写済み領域を示す。図の例で、マスタボリューム
１０６のシリンダＣＹＬ＃ｍ１１５についてみれば、複
写済シリンダマップ１０４の該当するエリア１１１に
は、当該シリンダが未複写状態であることを示す値
“０”が格納されており、当該シリンダの複写処理が終
了した時点でこの値が“１”に変更される。シリンダＣ
ＹＬ＃０ １１４については複写処理が既に終了してお
り、複写済シリンダマップ１０４の該当するエリア１１
０には“１”が格納されている。

【００２５】マスタボリューム１０６からスレーブボリ
ューム１０７への複写処理開始時には、複写済みシリン
ダビットマップ１０４は全て“０”の値にリセットされ
ている。この時は、最終位置付けアドレス格納テーブル
１０３参照し、本テーブル１０３に格納されているアド
レスが含まれているシリンダをキャッシュメモリ１０５
に読み込み、当該シリンダから複写処理を開始する。当
該シリンダのキャッシュメモリ１０５への読み込み処理
終了時に、最後に読み込んだシリンダ、ヘッドアドレス
を最終位置付けアドレス格納テーブル１０３に格納す
る。次の一複写処理単位の複写処理実行時には、この最
終位置付けアドレス格納テーブル１０３と複写済みシリ
ンダビットマップ１０４とを参照し、最も近い未複写シ
リンダを検索し、そのアドレスを次の複写処理対象領域
としてシーク動作を行う。この複写処理実行中に、中央
処理装置１０１から入出力要求が発行されない間は、最
終のシリンダの複写が終わるまで、以上の処理を繰り返
して実行する。

【００２６】次に、複写処理実行中に中央処理装置１０
１から入出力要求が発行された場合について説明する。

【００２７】ホストから入出力要求受領時に、入出力要
求で指定されたアドレスがまさに複写処理実行中の領域
（シリンダ）内である場合には、その入出力要求をデバ
イスビジー状態として待たせ、当該領域の複写処理が終
了した後入出力要求を実行する。

【００２８】まず、ホストからの入出力要求で指定され
たアドレスが複写済み領域内であるケースをアドレスＣ
ＹＬ＃ｎ ＨＤ（ヘッド）＃ｉ（１１６，１１２）を例
にして示す。ホストから入出力要求を受領すると（ステ
ップ２０１）、複写済みシリンダビットマップ１０４を
参照し（ステップ２０２）、ＣＹＬ＃ｎの複写済みシリ
ンダビットマップ１０４のエリア１１２が“１”である
かを調べる（ステップ２０３）。ここでは“１”である
ことから当該トラックが複写済みシリンダ内であると判
定し、ホスト入出力処理を実行するためにステップ２０
６へと進む。

【００２９】ステップ２０６で入出力処理を実行する際
には、当該入出力要求がディスクボリューム上のデータ
の読み出し要求である場合には、マスタボリューム１０
６またはキャッシュメモリ１０５からデータを中央処理
装置１０１に転送する。また、当該入出力要求が書き込
み要求である場合には、マスタボリューム１０６に書き
込むのと同時にキャッシュメモリ１０５にも書き込み、
後でスレーブボリューム１０７にも書き込み、データの
多重化を保証する。入出力処理が終了すると、複写済み
シリンダビットマップ１０４を参照し（ステップ２０
７）、現在位置付いているアドレス、即ちＣＹＬ＃ｎ
ＨＤ＃ｉ（１１６）から最も近い未複写のシリンダを捜
し、ステップ２０８でそこにシーク動作を行なう。

【００３０】次に、入出力要求で指定されたアドレスが
未複写領域内であるケースをＣＹＬ＃ｍ ＨＤ＃ｈ（１
１５，１１１）を例にして示す。ホストから入出力要求
を受領すると（ステップ２０１）、複写済みシリンダビ
ットマップ１０４を参照し（ステップ２０２）、ステッ
プ２０３でＣＹＬ＃ｍの複写済みシリンダビットマップ
１０４のエリア１１１が“０”の値を示したことから当
該トラック未複写シリンダ内であると判定し、ステップ
２０４へと進む。ステップ２０４で、ホストと入出力処
理を行なうのと同時に当該トラックＣＹＬ＃ｍ ＨＤ＃
ｈ（１１５）をキャッシュメモリ１０５のエリア１１３
に格納し、引き続きステップ２０５でそのシリンダＣＹ
Ｌ＃ｍ全体をキャッシュメモリ１０５に格納し複写処理
に充てる。その後、ステップ２０７、ステップ２０８で
前記のケースと同様の処理を行なう。

【００３１】多重化ボリュームにおいて実現されるこの
複写方法は、同様の制御によりディスクアレイに於いて
も実現可能である。

【００３２】例えば、ディスクボリュームとして、ｍ＋
ｎ個のディスクボリュームを有し、これらのディスクボ
リュームのうちｍ個のディスクボリュームにデータを記
憶し、ｎ個のディスクボリュームに前記ｍ個のディスク
ボリューム上のデータからパリティ生成関数によって生
成されるパリティを記憶するディスクアレイにおいて、
ｍ＋ｎ個のディスクボリュームの内ｋ個（ｋ≦ｎ，ｋは
正整数）のディスクボリュームのデータはパリティを残
りのｍ＋ｎ−ｋ個のディスクボリューム（マスタとなる
べきディスクボリューム）から復元してｋ個のディスク
ボリューム（スレーブとなるべきディスクボリューム）
に複写する。かつ、この複写処理は、メモリバッファを
介在することによって、即ち、マスタとなるべきディス
クボリューム上のデータを制御装置のメモリバッファに
読み込み、次にスレーブとなるべきディスクボリューム
に書き込むことによって行う。このの場合、複写処理実
行中にホストから前記データに対する入出力要求が発行
されたとき、入出力処理完了時に、ホストからの入出力
要求によって位置付いたディスク媒体上の位置より最短
の距離にある未複写の領域を捜し、その領域から複写処
理を継続することにより、複写処理時間を短縮する。

【００３３】

【発明の効果】本発明により以下のことから、複写処理
の総時間の短縮効果が得られる。

【００３４】１．複写処理時のマスタボリュームでのシ
ーク時間が、複写処理全体の平均で見ると平均シーク時
間より短くなる。

【００３５】２．ホストからの入出力処理でアクセスさ
れたシリンダをキャッシュメモリにも同時に格納し複写
処理に充てることにより、複写処理のキュッシュメモリ
への格納処理の回数が減る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例に係るディスクサブシステム
構成例を示す説明図

【図２】実施例の処理フローを示すフローチャート

【符号の説明】

１０１ 中央処理装置 １０２ 制御装置 １０３ 最終位置付けアドレス格納テーブル １０４ 複写済みシリンダビットマップ １０５ キャッシュメモリ １０６ マスタボリューム １０７ スレーブボリューム １１０ 複写済みシリンダビットマップ（ＣＹＬ＃
０） １１１ 複写済みシリンダビットマップ（ＣＹＬ＃
ｍ） １１２ 複写済みシリンダビットマップ（ＣＹＬ＃
ｎ） １１３ キャッシュメモリ（ＣＹＬ＃ｍ 格納領域） １１４ ＣＹＬ＃０ １１５ ＣＹＬ＃ｍ １１６ ＣＹＬ＃ｎ ２０１〜２０８ 処理ステップ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 水主 和人 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所ストレージシステム事業部内

Claims (7)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】メモリバッファを有する一つの制御装置配
   下に、各々記憶媒体としてディスク媒体を有する複数個
   のディスクボリュームを接続し、データを複数個の前記
   ディスクボリュームに多重に記憶するディスクサブシス
   テムにおいて、前記複数個のディスクボリュームの第１
   のディスクボリューム上のデータを第２のディスクボリ
   ュームに複写する処理方法であって、 前記メモリバッファを介在することによって、前記第１
   のディスクボリューム上のデータを前記制御装置のメモ
   リバッファに読み込み、 次に該メモリバッファに読み込まれたデータを前記第２
   のディスクボリュームに書き込むことによって複写する
   処理方法を採用し、 複写処理実行中にホストから前記第１のディスクボリュ
   ームに対する入出力要求が発行されたとき、前記複写処
   理を中断して、当該入出力処理を実行し、 当該入出力処理完了時に、前記第１のディスクボリュー
   ムの、前記ホストからの入出力要求によってヘッドが位
   置付いたディスク媒体上の位置より最短の距離にある未
   複写の単位領域を捜し、 該未複写の単位領域から前記複写処理を継続することを
   特徴とするディスクボリューム複写方法。
2. 【請求項２】前記ホストからの入出力要求受領時に、そ
   の時点で複写処理を実行中の前記第１のディスクボリュ
   ームの単位領域の読出しが完了した後、当該入出力処理
   を実行することを特徴とする請求項１記載のディスクボ
   リューム複写方法。
3. 【請求項３】前記ホストからの入出力要求受領時に、該
   入出力要求にてアクセスされた領域が前記複写処理の未
   複写単位領域内であった場合、当該入出力処理に並行、
   継続してその単位領域全域を前記制御装置のメモリバッ
   ファに読み込むことを特徴とする請求項１記載のディス
   クボリューム複写方法。
4. 【請求項４】前記単位領域は、ディスクボリュームの１
   シリンダ、予め定めた複数のシリンダ、１トラック、お
   よび予め定めた複数のトラックのいずれかであることを
   特徴とする請求項１、２または３記載のディスクボリュ
   ーム複写方法。
5. 【請求項５】前記ディスクボリュームとして、ｍ＋ｎ個
   のディスクボリュームを（ｍ，ｎは正整数）有し、該デ
   ィスクボリュームのうちｍ個のディスクボリュームにデ
   ータを記憶し、ｎ個のディスクボリュームに前記ｍ個の
   ディスクボリューム上のデータからパリティ生成関数に
   よって生成されるパリティを記憶するディスクアレイに
   おいて、前記ｍ＋ｎ個のディスクボリュームの内ｋ個
   （ｋ≦ｎ，ｋは正整数）のディスクボリュームのデータ
   はパリティを残りのｍ＋ｎ−ｋ個のディスクボリューム
   から復元して前記ｋ個のディスクボリュームに複写する
   処理方法において、前記ｍ＋ｎ−ｋ個のディスクボリュ
   ームを前記第１のディスクボリュームとし、前記ｋ個の
   ディスクボリュームを前記第２のディスクボリュームと
   することを特徴とする請求項１記載のディスクボリュー
   ム複写方法。
6. 【請求項６】各々記憶媒体としてディスク媒体を有し、
   データ多重化のために重複したデータを格納する複数個
   のディスクボリュームと、 ホストから入出力要求を受けて前記複数個のディスクボ
   リュームのうちの第１のディスクボリュームに対してデ
   ータの読み書きを行うとともに、複写処理時に前記第１
   のディスクボリュームのデータを前記第２のディスクボ
   リュームに複写する制御装置とを備えたディスクサブシ
   ステムにおいて、 前記制御装置は、 前記第１のディスクボリュームの現時点のヘッド位置付
   けアドレスを格納する最終位置付けアドレス格納テーブ
   ルと、 複写処理時に前記第１のディスクボリュームの各単位領
   域が複写済みか否かを示す情報を格納する複写済み単位
   領域マップとを備え、 複写処理時に、前記最終位置付けアドレス格納テーブル
   および前記複写済み単位領域マップを参照して、次に複
   写すべき領域単位として最短の距離にある未複写の単位
   領域を選択することを特徴とするディスクサブシステ
   ム。
7. 【請求項７】前記制御装置は、バッファメモリを有し、
   該バッファメモリを介して前記複写処理を行うことを特
   徴とする請求項６記載のディスクサブシステム。