JPH07239799A - 遠隔データ・シャドーイングを提供する方法および遠隔データ二重化システム - Google Patents
遠隔データ・シャドーイングを提供する方法および遠隔データ二重化システムInfo
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- JPH07239799A JPH07239799A JP6301109A JP30110994A JPH07239799A JP H07239799 A JPH07239799 A JP H07239799A JP 6301109 A JP6301109 A JP 6301109A JP 30110994 A JP30110994 A JP 30110994A JP H07239799 A JPH07239799 A JP H07239799A
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/16—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware
- G06F11/20—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware using active fault-masking, e.g. by switching out faulty elements or by switching in spare elements
- G06F11/2053—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware using active fault-masking, e.g. by switching out faulty elements or by switching in spare elements where persistent mass storage functionality or persistent mass storage control functionality is redundant
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- G11—INFORMATION STORAGE
- G11C—STATIC STORES
- G11C29/00—Checking stores for correct operation ; Subsequent repair; Testing stores during standby or offline operation
- G11C29/70—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring
- G11C29/74—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring using duplex memories, i.e. using dual copies
Abstract
(57)【要約】
【目的】 二次側が一次側から離れた位置に配置され、
同期的に記憶域ベースのリアルタイム災害復旧を行う遠
隔データ・シャドーイング・システムを提供する。 【構成】 一次側のエラー回復プログラムは、エラー回
復手順を実行し、二重対の障害が発生したことを一次側
と二次側の両方に通知するために、そこで実行中のアプ
リケーションを静止する。このエラー回復プログラムは
二重対の障害の原因を判別し、エラー回復が正常に行わ
れた場合は、二重モードが再開される。エラー回復プロ
グラムがエラー回復を正常に実行できない場合は、一次
側での書込み更新がさらに禁止され、一次側と二次側両
方のオペレータに対してエラー・メッセージが送信され
る。
同期的に記憶域ベースのリアルタイム災害復旧を行う遠
隔データ・シャドーイング・システムを提供する。 【構成】 一次側のエラー回復プログラムは、エラー回
復手順を実行し、二重対の障害が発生したことを一次側
と二次側の両方に通知するために、そこで実行中のアプ
リケーションを静止する。このエラー回復プログラムは
二重対の障害の原因を判別し、エラー回復が正常に行わ
れた場合は、二重モードが再開される。エラー回復プロ
グラムがエラー回復を正常に実行できない場合は、一次
側での書込み更新がさらに禁止され、一次側と二次側両
方のオペレータに対してエラー・メッセージが送信され
る。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般的には、災害復旧
技法に関し、より具体的には、直接アクセス記憶装置
（ＤＡＳＤ）データのリアルタイム遠隔コピーのための
システムに関する。
技法に関し、より具体的には、直接アクセス記憶装置
（ＤＡＳＤ）データのリアルタイム遠隔コピーのための
システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】データ処理に関連して、効率よくアクセ
スし、修正および再格納できる大量のデータ（またはレ
コード）を格納するためには、一般に、データ処理シス
テムが必要である。データ記憶域は、効率よくしかも費
用効果の高いデータ記憶を行うために、通常、複数のレ
ベルに、すなわち、階層状態に分かれている。第一のレ
ベル、すなわち、最高レベルのデータ記憶域は、通常は
ダイナミックまたはスタティック・ランダム・アクセス
・メモリ（ＤＲＡＭまたはＳＲＡＭ）である電子メモリ
を含む。電子メモリは、ナノ秒単位でこのようなバイト
数のデータにアクセスすることによってそれぞれの回路
に数百万バイトのデータを格納できる、半導体集積回路
の形態をとる。アクセスが完全に電子的に行われるた
め、このような電子メモリは最高速のデータ・アクセス
を提供する。
スし、修正および再格納できる大量のデータ（またはレ
コード）を格納するためには、一般に、データ処理シス
テムが必要である。データ記憶域は、効率よくしかも費
用効果の高いデータ記憶を行うために、通常、複数のレ
ベルに、すなわち、階層状態に分かれている。第一のレ
ベル、すなわち、最高レベルのデータ記憶域は、通常は
ダイナミックまたはスタティック・ランダム・アクセス
・メモリ（ＤＲＡＭまたはＳＲＡＭ）である電子メモリ
を含む。電子メモリは、ナノ秒単位でこのようなバイト
数のデータにアクセスすることによってそれぞれの回路
に数百万バイトのデータを格納できる、半導体集積回路
の形態をとる。アクセスが完全に電子的に行われるた
め、このような電子メモリは最高速のデータ・アクセス
を提供する。
【０００３】第二レベルのデータ記憶域は、通常、直接
アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）を含む。ＤＡＳＤ記憶域
は、磁気ディスクまたは光ディスクなどを含む可能性が
あり、これらのディスクは、データのビットを構成する
「１」と「０」を表す磁気的または光学的に変質させた
マイクロメートル規模のスポットとしてビット単位のデ
ータをディスク表面に格納する。磁気ＤＡＳＤは、残留
磁気材料で被覆した１枚または複数枚のディスクを含
む。これらのディスクは、保護環境内に回転式に取り付
けられている。各ディスクは、多くの同心トラックまた
は間隔が詰まった円に分割されている。データは、各ト
ラックに沿って１ビットずつ順次格納される。ヘッド・
ディスク・アセンブリ（ＨＤＡ）として知られているア
クセス機構は、一般に、１つまたは複数の読取り書込み
ヘッドを含み、ディスクが回転して読取り書込みヘッド
を通過する際にディスクの表面にデータを転送したりデ
ィスクの表面からデータを転送するためにトラック間を
移動できるよう、各ＤＡＳＤに設けられている。通常、
ミリ秒単位（電子メモリより低速の単位）でこのような
データにアクセスすることによって、ＤＡＳＤはギガバ
イト規模のデータを格納できる。所望のデータ記憶位置
にディスクおよびＨＤＡを物理的に配置する必要がある
ため、ＤＡＳＤに格納されたデータへのアクセス速度は
低下する。
アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）を含む。ＤＡＳＤ記憶域
は、磁気ディスクまたは光ディスクなどを含む可能性が
あり、これらのディスクは、データのビットを構成する
「１」と「０」を表す磁気的または光学的に変質させた
マイクロメートル規模のスポットとしてビット単位のデ
ータをディスク表面に格納する。磁気ＤＡＳＤは、残留
磁気材料で被覆した１枚または複数枚のディスクを含
む。これらのディスクは、保護環境内に回転式に取り付
けられている。各ディスクは、多くの同心トラックまた
は間隔が詰まった円に分割されている。データは、各ト
ラックに沿って１ビットずつ順次格納される。ヘッド・
ディスク・アセンブリ（ＨＤＡ）として知られているア
クセス機構は、一般に、１つまたは複数の読取り書込み
ヘッドを含み、ディスクが回転して読取り書込みヘッド
を通過する際にディスクの表面にデータを転送したりデ
ィスクの表面からデータを転送するためにトラック間を
移動できるよう、各ＤＡＳＤに設けられている。通常、
ミリ秒単位（電子メモリより低速の単位）でこのような
データにアクセスすることによって、ＤＡＳＤはギガバ
イト規模のデータを格納できる。所望のデータ記憶位置
にディスクおよびＨＤＡを物理的に配置する必要がある
ため、ＤＡＳＤに格納されたデータへのアクセス速度は
低下する。
【０００４】第三またはそれ以下のレベルのデータ記憶
域は、テープまたはテープとＤＡＳＤライブラリを含
む。このレベルの記憶域では、必要なデータ記憶媒体を
選択して装填するのにロボットが必要になるため、ライ
ブラリ内のデータへのアクセス速度はさらに低下する。
利点は、テラバイト規模のデータ記憶など、データ記憶
容量が非常に大きい割に費用が低減される点である。テ
ープ記憶装置は、バックアップ目的で使用されることが
多い。すなわち、階層の第二レベルに格納されたデータ
は、磁気テープで安全に保管するために複製される。テ
ープまたはライブラリに格納したデータへのアクセス速
度は、現在、秒単位である。
域は、テープまたはテープとＤＡＳＤライブラリを含
む。このレベルの記憶域では、必要なデータ記憶媒体を
選択して装填するのにロボットが必要になるため、ライ
ブラリ内のデータへのアクセス速度はさらに低下する。
利点は、テラバイト規模のデータ記憶など、データ記憶
容量が非常に大きい割に費用が低減される点である。テ
ープ記憶装置は、バックアップ目的で使用されることが
多い。すなわち、階層の第二レベルに格納されたデータ
は、磁気テープで安全に保管するために複製される。テ
ープまたはライブラリに格納したデータへのアクセス速
度は、現在、秒単位である。
【０００５】データの紛失は、企業にとって破滅的なも
のになる恐れがあるので、多くの企業ではバックアップ
のデータ・コピーを用意することが必須になっている。
一次記憶レベルで紛失したデータの復旧に要する時間
も、復旧に関して考慮すべき重要な項目である。テープ
またはライブラリでのバックアップ速度の改善策として
は、二重コピーが挙げられる。二重コピーの例として
は、追加のＤＡＳＤにデータが書き込まれるように追加
のＤＡＳＤを用意する方法がある（ミラーリングと呼ば
れる場合もある）。この場合、一次ＤＡＳＤで障害が発
生しても、データを得るために二次ＤＡＳＤを頼りにす
ることができる。この方法の欠点は、必要なＤＡＳＤの
数が二倍になることである。
のになる恐れがあるので、多くの企業ではバックアップ
のデータ・コピーを用意することが必須になっている。
一次記憶レベルで紛失したデータの復旧に要する時間
も、復旧に関して考慮すべき重要な項目である。テープ
またはライブラリでのバックアップ速度の改善策として
は、二重コピーが挙げられる。二重コピーの例として
は、追加のＤＡＳＤにデータが書き込まれるように追加
のＤＡＳＤを用意する方法がある（ミラーリングと呼ば
れる場合もある）。この場合、一次ＤＡＳＤで障害が発
生しても、データを得るために二次ＤＡＳＤを頼りにす
ることができる。この方法の欠点は、必要なＤＡＳＤの
数が二倍になることである。
【０００６】記憶装置を二重に設ける必要性を克服する
もう１つのデータ・バックアップ方法としては、低価格
装置の冗長アレイ（ＲＡＩＤ）構成にデータを書き込む
方法がある。この方法では、多くのＤＡＳＤにデータを
割り当てるようにデータが書き込まれる。１つのＤＡＳ
Ｄで障害が発生しても、残りのデータとエラー修正手順
を使用すれば、紛失したデータを復旧できる。現在で
は、数種類のＲＡＩＤ構成が使用できる。
もう１つのデータ・バックアップ方法としては、低価格
装置の冗長アレイ（ＲＡＩＤ）構成にデータを書き込む
方法がある。この方法では、多くのＤＡＳＤにデータを
割り当てるようにデータが書き込まれる。１つのＤＡＳ
Ｄで障害が発生しても、残りのデータとエラー修正手順
を使用すれば、紛失したデータを復旧できる。現在で
は、数種類のＲＡＩＤ構成が使用できる。
【０００７】一般に、記憶装置または記憶媒体で障害が
発生した場合のデータの復旧には、上記のバックアップ
方法で十分である。このようなバックアップ方法では、
二次データは一次データのミラーになる、つまり、二次
データは一次データと同じボリューム通し番号（ＶＯＬ
ＳＥＲ）とＤＡＳＤアドレスを持つので、これらの方法
は装置障害の場合だけ有用である。しかし、ミラーリン
グされた二次データを使用しても、システム障害の復旧
は行えない。このため、地震、火災、爆発、台風など、
システム全体またはシステム使用現場を破壊する災害が
発生した場合にデータを復旧するには、さらに保護が必
要である。つまり、災害復旧のためには、一次データか
ら離れた位置にデータの二次コピーを格納しておく必要
がある。災害保護を行う既知の方法としては、毎日また
は毎週、テープにデータをバックアップする方法があ
る。この場合、車両でテープを収集し、通常、一次デー
タ位置から数キロメートル離れた安全な保管区域にテー
プを移送する。このバックアップ計画には、バックアッ
プ・データを検索するのに何日もかかると同時に、数時
間分または数日分のデータが失われ、最悪の場合、同じ
災害によって保管場所も破壊されてしまう恐れがあると
いう問題がある。多少改善されたバックアップ方法とし
ては、毎晩、バックアップ場所にデータを転送する方法
が考えられる。この方法では、より離れた遠隔地にデー
タを格納することができる。しかし、この場合も、二重
コピー方法と同様、バックアップが連続して行われるわ
けではないので、次のバックアップまでにデータの一部
が失われる可能性がある。このため、一部のユーザにと
っては受け入れられないほど、相当なデータ量が失われ
る恐れがある。
発生した場合のデータの復旧には、上記のバックアップ
方法で十分である。このようなバックアップ方法では、
二次データは一次データのミラーになる、つまり、二次
データは一次データと同じボリューム通し番号（ＶＯＬ
ＳＥＲ）とＤＡＳＤアドレスを持つので、これらの方法
は装置障害の場合だけ有用である。しかし、ミラーリン
グされた二次データを使用しても、システム障害の復旧
は行えない。このため、地震、火災、爆発、台風など、
システム全体またはシステム使用現場を破壊する災害が
発生した場合にデータを復旧するには、さらに保護が必
要である。つまり、災害復旧のためには、一次データか
ら離れた位置にデータの二次コピーを格納しておく必要
がある。災害保護を行う既知の方法としては、毎日また
は毎週、テープにデータをバックアップする方法があ
る。この場合、車両でテープを収集し、通常、一次デー
タ位置から数キロメートル離れた安全な保管区域にテー
プを移送する。このバックアップ計画には、バックアッ
プ・データを検索するのに何日もかかると同時に、数時
間分または数日分のデータが失われ、最悪の場合、同じ
災害によって保管場所も破壊されてしまう恐れがあると
いう問題がある。多少改善されたバックアップ方法とし
ては、毎晩、バックアップ場所にデータを転送する方法
が考えられる。この方法では、より離れた遠隔地にデー
タを格納することができる。しかし、この場合も、二重
コピー方法と同様、バックアップが連続して行われるわ
けではないので、次のバックアップまでにデータの一部
が失われる可能性がある。このため、一部のユーザにと
っては受け入れられないほど、相当なデータ量が失われ
る恐れがある。
【０００８】さらに最近導入されたデータ災害復旧方法
としては、遠隔方式だけでなく、連続方式でもデータが
バックアップされる、遠隔二重コピーがある。あるホス
ト・プロセッサから別のホスト・プロセッサへ、または
ある記憶制御装置から別の記憶制御装置へ、あるいはこ
れらを組み合わせた方法で二重データを送信するには、
このプロセスを実現するために相当な量の制御データが
必要になる。しかし、オーバヘッドが高いために、二次
側が一次側の処理に遅れないようにする能力が妨げられ
る可能性があり、このため、災害が発生した場合に二次
側が一次側を復旧する能力が脅かされる。
としては、遠隔方式だけでなく、連続方式でもデータが
バックアップされる、遠隔二重コピーがある。あるホス
ト・プロセッサから別のホスト・プロセッサへ、または
ある記憶制御装置から別の記憶制御装置へ、あるいはこ
れらを組み合わせた方法で二重データを送信するには、
このプロセスを実現するために相当な量の制御データが
必要になる。しかし、オーバヘッドが高いために、二次
側が一次側の処理に遅れないようにする能力が妨げられ
る可能性があり、このため、災害が発生した場合に二次
側が一次側を復旧する能力が脅かされる。
【０００９】したがって、最小限の制御データを使用し
て、一次処理側のデータと一致するデータのリアルタイ
ム更新を行う方法および装置を提供することが望まれて
いる。この方法および装置は、復旧される特定のアプリ
ケーション・データから独立して、つまり、特定のアプ
リケーション・データをベースとするのではなく、汎用
記憶媒体をベースとして機能する。
て、一次処理側のデータと一致するデータのリアルタイ
ム更新を行う方法および装置を提供することが望まれて
いる。この方法および装置は、復旧される特定のアプリ
ケーション・データから独立して、つまり、特定のアプ
リケーション・データをベースとするのではなく、汎用
記憶媒体をベースとして機能する。
【００１０】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、一次
側で行った書込み更新を二次側にシャドーイング（shad
owing）するための改良された設計および方法を提供す
ることにある。
側で行った書込み更新を二次側にシャドーイング（shad
owing）するための改良された設計および方法を提供す
ることにある。
【００１１】
【課題を解決するための手段】本発明の第一の実施例に
よれば、遠隔データ・シャドーイングを提供するための
方法は、一次記憶サブシステムに連結された一次プロセ
ッサを有する一次側を含み、一次プロセッサは、一次記
憶サブシステムへの入出力書込み更新の原因となる少な
くとも１つのアプリケーションを実行する。さらに一次
プロセッサは、そこで実行される入出力エラー回復プロ
グラム（入出力ＥＲＰ）を有する。二次側は、二次記憶
サブシステムに連結された二次プロセッサを含み、二次
側は書込み更新を同期的にシャドーイングし、二次記憶
サブシステムは入出力ＥＲＰと通信する。本方法は、一
次記憶サブシステムから二次記憶サブシステムへ書込み
更新を送信することと、一次記憶サブシステムと二次記
憶サブシステムとの間に二重対が確立しているかどうか
を判別することを含む。二重対の障害は、一次記憶サブ
システムから一次プロセッサに報告される。一次プロセ
ッサは、二重対の障害が発生したときに少なくとも１つ
のアプリケーションから入出力ＥＲＰに制御権を移転
し、入出力ＥＲＰは二重対の障害の原因を判別し、二重
対障害発生メッセージを二次記憶サブシステムに送信す
る。
よれば、遠隔データ・シャドーイングを提供するための
方法は、一次記憶サブシステムに連結された一次プロセ
ッサを有する一次側を含み、一次プロセッサは、一次記
憶サブシステムへの入出力書込み更新の原因となる少な
くとも１つのアプリケーションを実行する。さらに一次
プロセッサは、そこで実行される入出力エラー回復プロ
グラム（入出力ＥＲＰ）を有する。二次側は、二次記憶
サブシステムに連結された二次プロセッサを含み、二次
側は書込み更新を同期的にシャドーイングし、二次記憶
サブシステムは入出力ＥＲＰと通信する。本方法は、一
次記憶サブシステムから二次記憶サブシステムへ書込み
更新を送信することと、一次記憶サブシステムと二次記
憶サブシステムとの間に二重対が確立しているかどうか
を判別することを含む。二重対の障害は、一次記憶サブ
システムから一次プロセッサに報告される。一次プロセ
ッサは、二重対の障害が発生したときに少なくとも１つ
のアプリケーションから入出力ＥＲＰに制御権を移転
し、入出力ＥＲＰは二重対の障害の原因を判別し、二重
対障害発生メッセージを二次記憶サブシステムに送信す
る。
【００１２】本発明の他の実施例では、遠隔データ二重
化システムは一次側と二次側を含み、二次側は、データ
・バックアップのために一次側から書込み更新を受け取
る。二次側は、一次側を使用不能にする災害が発生した
場合に二次側がリアルタイム・データ可用性を提供でき
るように一次側から十分離れた位置に配置される。一次
側の一次プロセッサは、書込み入出力更新の原因となる
少なくとも１つのアプリケーションを実行し、一次記憶
サブシステムは、書込み入出力更新を受け取って格納す
るためにそれに接続されている。二次プロセッサは、二
次側に配置され、データ・リンクによって一次プロセッ
サに連結される。同じく二次側に位置する二次記憶サブ
システムは、二次プロセッサに連結され、さらに通信リ
ンクを介して一次記憶サブシステムに連結され、二次記
憶サブシステムは、受け取った順に書込み入出力更新が
二次記憶サブシステムに書き込まれるような、書込み入
出力更新のバックアップ用の記憶域ベースの二重対を提
供する。一次プロセッサの入出力およびエラー回復は、
二重対の障害が発生した場合にエラー回復を行うために
二次記憶サブシステムに連結される。
化システムは一次側と二次側を含み、二次側は、データ
・バックアップのために一次側から書込み更新を受け取
る。二次側は、一次側を使用不能にする災害が発生した
場合に二次側がリアルタイム・データ可用性を提供でき
るように一次側から十分離れた位置に配置される。一次
側の一次プロセッサは、書込み入出力更新の原因となる
少なくとも１つのアプリケーションを実行し、一次記憶
サブシステムは、書込み入出力更新を受け取って格納す
るためにそれに接続されている。二次プロセッサは、二
次側に配置され、データ・リンクによって一次プロセッ
サに連結される。同じく二次側に位置する二次記憶サブ
システムは、二次プロセッサに連結され、さらに通信リ
ンクを介して一次記憶サブシステムに連結され、二次記
憶サブシステムは、受け取った順に書込み入出力更新が
二次記憶サブシステムに書き込まれるような、書込み入
出力更新のバックアップ用の記憶域ベースの二重対を提
供する。一次プロセッサの入出力およびエラー回復は、
二重対の障害が発生した場合にエラー回復を行うために
二次記憶サブシステムに連結される。
【００１３】本発明の上記およびその他の目的、特徴、
および利点は、添付図面に図示する本発明の実施例に関
する以下の詳細な説明から明らかになるだろう。
および利点は、添付図面に図示する本発明の実施例に関
する以下の詳細な説明から明らかになるだろう。
【００１４】
【実施例】一般的なデータ処理システムは、データを計
算して操作し、データ機能記憶管理サブシステム／多重
仮想記憶システム（ＤＦＳＭＳ／ＭＶＳ）ソフトウェア
などを実行するために、ＩＢＭシステム／３６０または
ＩＢＭシステム／３７０プロセッサなどのホスト・プロ
セッサの形態をとり、少なくとも１台のＩＢＭ ３９９
０記憶制御装置がそれに接続され、その記憶制御装置
が、メモリ制御装置と、それに組み込まれた１つまたは
複数のタイプのキャッシュ・メモリとを含む場合があ
る。さらに記憶制御装置は、ＩＢＭ ３３８０または３
３９０ ＤＡＳＤなどの１群の直接アクセス記憶装置
（ＤＡＳＤ）に接続されている。ホスト・プロセッサが
実質的な計算能力を提供するのに対し、記憶制御装置
は、大規模データベースを効率よく転送し、ステージ
（stage）／デステージ（destage）し、変換し、全般的
にアクセスするのに必要な諸機能を提供する。
算して操作し、データ機能記憶管理サブシステム／多重
仮想記憶システム（ＤＦＳＭＳ／ＭＶＳ）ソフトウェア
などを実行するために、ＩＢＭシステム／３６０または
ＩＢＭシステム／３７０プロセッサなどのホスト・プロ
セッサの形態をとり、少なくとも１台のＩＢＭ ３９９
０記憶制御装置がそれに接続され、その記憶制御装置
が、メモリ制御装置と、それに組み込まれた１つまたは
複数のタイプのキャッシュ・メモリとを含む場合があ
る。さらに記憶制御装置は、ＩＢＭ ３３８０または３
３９０ ＤＡＳＤなどの１群の直接アクセス記憶装置
（ＤＡＳＤ）に接続されている。ホスト・プロセッサが
実質的な計算能力を提供するのに対し、記憶制御装置
は、大規模データベースを効率よく転送し、ステージ
（stage）／デステージ（destage）し、変換し、全般的
にアクセスするのに必要な諸機能を提供する。
【００１５】一般的なデータ処理システムの災害復旧保
護では、一次ＤＡＳＤに格納した一次データを二次側ま
たは遠隔地でバックアップする必要がある。一次側と二
次側との距離は、ユーザが受け入れられる危険のレベル
によって決まり、数キロメートルから数千キロメートル
の範囲が可能である。二次側または遠隔地は、バックア
ップ・データ・コピーを提供するだけでなく、一次シス
テムが使用不能になった場合に一次システムの処理を引
き継ぐのに十分なシステム情報を持っていなければなら
ない。その理由は、主に、単一の記憶制御装置では一次
側と二次側に設けた一次および二次ＤＡＳＤストリング
の両方にデータを書き込めないためである。むしろ、一
次記憶制御装置に接続された一次ＤＡＳＤストリングに
は一次データが格納されるのに対し、二次記憶制御装置
に接続された二次ＤＡＳＤストリングには二次データが
格納されるのである。
護では、一次ＤＡＳＤに格納した一次データを二次側ま
たは遠隔地でバックアップする必要がある。一次側と二
次側との距離は、ユーザが受け入れられる危険のレベル
によって決まり、数キロメートルから数千キロメートル
の範囲が可能である。二次側または遠隔地は、バックア
ップ・データ・コピーを提供するだけでなく、一次シス
テムが使用不能になった場合に一次システムの処理を引
き継ぐのに十分なシステム情報を持っていなければなら
ない。その理由は、主に、単一の記憶制御装置では一次
側と二次側に設けた一次および二次ＤＡＳＤストリング
の両方にデータを書き込めないためである。むしろ、一
次記憶制御装置に接続された一次ＤＡＳＤストリングに
は一次データが格納されるのに対し、二次記憶制御装置
に接続された二次ＤＡＳＤストリングには二次データが
格納されるのである。
【００１６】二次側は、一次側から十分離れている必要
があるだけでなく、一次データをリアルタイムでバック
アップできなくてはならない。二次側は、一次データが
更新されたときに、最小限の遅延で一次データをバック
アップする必要がある。しかも、二次側は、一次側で実
行され、データまたは更新を生成するアプリケーション
・プログラム（たとえば、ＩＭＳやＤＢ２）を考慮せず
に、一次データをバックアップしなければならない。二
次側に要求される難しい課題は、二次データの順序が整
合していなければならないことである。つまり、二次デ
ータは一次データと同じ順序でコピーされなければなら
ず（順序整合性）、これはシステムについてかなり考慮
を要する問題である。順序整合性は、それぞれが１つの
データ処理システム内の複数のＤＡＳＤを制御する記憶
制御装置が複数存在するためにさらに複雑になってい
る。順序整合性がないと、一次データと一致しない二次
データが生成され、その結果、災害復旧が崩壊する恐れ
がある。
があるだけでなく、一次データをリアルタイムでバック
アップできなくてはならない。二次側は、一次データが
更新されたときに、最小限の遅延で一次データをバック
アップする必要がある。しかも、二次側は、一次側で実
行され、データまたは更新を生成するアプリケーション
・プログラム（たとえば、ＩＭＳやＤＢ２）を考慮せず
に、一次データをバックアップしなければならない。二
次側に要求される難しい課題は、二次データの順序が整
合していなければならないことである。つまり、二次デ
ータは一次データと同じ順序でコピーされなければなら
ず（順序整合性）、これはシステムについてかなり考慮
を要する問題である。順序整合性は、それぞれが１つの
データ処理システム内の複数のＤＡＳＤを制御する記憶
制御装置が複数存在するためにさらに複雑になってい
る。順序整合性がないと、一次データと一致しない二次
データが生成され、その結果、災害復旧が崩壊する恐れ
がある。
【００１７】遠隔データの二重化は、同期と非同期の２
つの一般的なカテゴリに分けられる。同期遠隔コピーで
は、一次データを二次側に送り、一次ＤＡＳＤの入出力
操作を終了する（一次ホストにチャネル終了（ＣＥ）と
装置終了（ＤＥ）を出力する）前にこのようなデータの
受取りを確認する必要がある。このため、同期コピーで
は、二次側の確認を待っている間に一次ＤＡＳＤの入出
力応答時間が遅くなる。一次側の入出力応答遅延は、一
次システムと二次システムとの距離に比例して長くなる
（これは遠隔距離を数十キロメートル規模に制限する要
素である）。しかし、同期コピーは、システム・オーバ
ヘッドを比較的小さくして、順序が整合したデータを二
次側に提供する。
つの一般的なカテゴリに分けられる。同期遠隔コピーで
は、一次データを二次側に送り、一次ＤＡＳＤの入出力
操作を終了する（一次ホストにチャネル終了（ＣＥ）と
装置終了（ＤＥ）を出力する）前にこのようなデータの
受取りを確認する必要がある。このため、同期コピーで
は、二次側の確認を待っている間に一次ＤＡＳＤの入出
力応答時間が遅くなる。一次側の入出力応答遅延は、一
次システムと二次システムとの距離に比例して長くなる
（これは遠隔距離を数十キロメートル規模に制限する要
素である）。しかし、同期コピーは、システム・オーバ
ヘッドを比較的小さくして、順序が整合したデータを二
次側に提供する。
【００１８】非同期遠隔コピーでは、二次側でデータが
確認される前に一次ＤＡＳＤの入出力操作が完了する
（一次ホストにチャネル終了（ＣＥ）と装置終了（Ｄ
Ｅ）を出力する）ため、一次側のアプリケーション・シ
ステムのパフォーマンスが向上する。このため、一次Ｄ
ＡＳＤの入出力応答時間は二次側までの距離に依存せ
ず、一次側から数千キロメートル離れた遠隔地に二次側
を設けることもできる。しかし、二次側で受け取ったデ
ータの順序が一次側の更新順序と一致しなくなる場合が
多いので、データの順序整合性を確保するのに必要なシ
ステム・オーバヘッドが増加する。したがって、一次側
で障害が発生すると、一次側と二次側との間で転送中の
データが一部紛失する恐れがある。
確認される前に一次ＤＡＳＤの入出力操作が完了する
（一次ホストにチャネル終了（ＣＥ）と装置終了（Ｄ
Ｅ）を出力する）ため、一次側のアプリケーション・シ
ステムのパフォーマンスが向上する。このため、一次Ｄ
ＡＳＤの入出力応答時間は二次側までの距離に依存せ
ず、一次側から数千キロメートル離れた遠隔地に二次側
を設けることもできる。しかし、二次側で受け取ったデ
ータの順序が一次側の更新順序と一致しなくなる場合が
多いので、データの順序整合性を確保するのに必要なシ
ステム・オーバヘッドが増加する。したがって、一次側
で障害が発生すると、一次側と二次側との間で転送中の
データが一部紛失する恐れがある。
【００１９】同期データ・シャドーイング 災害復旧のための同期リアルタイム遠隔コピーでは、コ
ピーされた複数のＤＡＳＤボリュームが１つのセットを
形成する必要がある。さらに、このようなセットを形成
するには、各セットを構成するこれらのボリュームとそ
れに対応する一次側の同等物（ＶＯＬＳＥＲ）を識別す
るために十分な量のシステム情報を二次側に提供する必
要がある。重要なのは、二次側が一次側と「二重対（du
plex pair）」を形成するので、１つまたは複数のボリ
ュームがこのセットと同期していない、つまり、「二重
対の障害」が発生したときに二次側がそれを認識しなけ
ればならない点である。代替経路が再試行される間に一
次ＤＡＳＤの入出力が遅延するため、非同期遠隔コピー
より同期遠隔コピーの方が、接続障害を認識しやすい。
一次側は、二次側用の更新を待ち行列に入れる間、一次
側が続行できるようにコピーを中止または中断すること
ができ、一次側は、二次側が同期していないことを示す
ためにこのような更新にマークを付ける。二次側がいつ
でも災害復旧に使用できるようにするため、二次側が一
次側と同期しなくなる原因になりそうな例外条件を認識
することが必要である。エラー条件や復旧処置によっ
て、二次側が一次側と一致しなくなってはならない。
ピーされた複数のＤＡＳＤボリュームが１つのセットを
形成する必要がある。さらに、このようなセットを形成
するには、各セットを構成するこれらのボリュームとそ
れに対応する一次側の同等物（ＶＯＬＳＥＲ）を識別す
るために十分な量のシステム情報を二次側に提供する必
要がある。重要なのは、二次側が一次側と「二重対（du
plex pair）」を形成するので、１つまたは複数のボリ
ュームがこのセットと同期していない、つまり、「二重
対の障害」が発生したときに二次側がそれを認識しなけ
ればならない点である。代替経路が再試行される間に一
次ＤＡＳＤの入出力が遅延するため、非同期遠隔コピー
より同期遠隔コピーの方が、接続障害を認識しやすい。
一次側は、二次側用の更新を待ち行列に入れる間、一次
側が続行できるようにコピーを中止または中断すること
ができ、一次側は、二次側が同期していないことを示す
ためにこのような更新にマークを付ける。二次側がいつ
でも災害復旧に使用できるようにするため、二次側が一
次側と同期しなくなる原因になりそうな例外条件を認識
することが必要である。エラー条件や復旧処置によっ
て、二次側が一次側と一致しなくなってはならない。
【００２０】しかし、二次ＤＡＳＤが存在しアクセス可
能である状態で、二次側と一次側の接続を維持しても、
内容の同期は確保されない。いくつかの理由から、二次
側は一次側との同期性を失う場合もある。二重対が形成
されたときに二次側は当初同期しておらず、初期データ
・コピーが完了したときに同期に達する。一次側が二次
側に更新済みデータを書き込めない場合、一次側は二重
対を解除することもある。この場合、一次側は、更新ア
プリケーションが続行できるように、二重対が中断され
た状況で一次ＤＡＳＤに更新内容を書き込む。このた
め、二重対が復元されるまで、一次側は露出状態で、つ
まり、現行の災害保護コピーを使わずに実行を続ける。
二重対が復元されても、二次側は直ちに同期状態になる
わけではない。この時点で保留状態の更新を適用した後
で、二次側は同期状態に戻る。一次側は、該当ボリュー
ムに関する中止コマンドを一次ＤＡＳＤに出すことによ
って、二次側の同期を喪失させることもできる。この中
止コマンドが終了し、二重対が再確立され、保留状態の
更新がコピーされると、二次側は一次側と再同期する。
また、オンライン保守でも、同期を喪失させることがで
きる。
能である状態で、二次側と一次側の接続を維持しても、
内容の同期は確保されない。いくつかの理由から、二次
側は一次側との同期性を失う場合もある。二重対が形成
されたときに二次側は当初同期しておらず、初期データ
・コピーが完了したときに同期に達する。一次側が二次
側に更新済みデータを書き込めない場合、一次側は二重
対を解除することもある。この場合、一次側は、更新ア
プリケーションが続行できるように、二重対が中断され
た状況で一次ＤＡＳＤに更新内容を書き込む。このた
め、二重対が復元されるまで、一次側は露出状態で、つ
まり、現行の災害保護コピーを使わずに実行を続ける。
二重対が復元されても、二次側は直ちに同期状態になる
わけではない。この時点で保留状態の更新を適用した後
で、二次側は同期状態に戻る。一次側は、該当ボリュー
ムに関する中止コマンドを一次ＤＡＳＤに出すことによ
って、二次側の同期を喪失させることもできる。この中
止コマンドが終了し、二重対が再確立され、保留状態の
更新がコピーされると、二次側は一次側と再同期する。
また、オンライン保守でも、同期を喪失させることがで
きる。
【００２１】二次ボリュームが一次ボリュームと同期し
ていない場合、二次ボリュームは、二次システムの復旧
と一次側アプリケーションの再開に使用することができ
ない。二次側の非同期ボリュームは非同期ボリュームと
して識別されなければならず、二次側の復旧引継ぎ手順
は、アプリケーション・アクセスを否定する（そのボリ
ュームを強制的にオフラインにするか、そのＶＯＬＳＥ
Ｒを変更する）ために非同期ボリュームを識別する必要
がある。一次側ホストがアクセス不能になった場合に一
次側を復旧するために、二次側が呼び出されることがあ
る。このため、二次側では、すべてのボリュームの同期
状態に関するすべての関連情報が必要である。二次記憶
サブシステム、すなわち、二次記憶制御装置とＤＡＳＤ
は、一次側で検出された例外によって一次側が同期を解
除する原因となるすべての条件を判別できるわけではな
い。たとえば、二次側が把握していない一次入出力経路
またはリンクの障害のために一次側が二次側の対等機能
にアクセスできない場合、一次側は二重対を解除するこ
とがある。この場合、二次側が同期状態を示すのに対
し、一次側は、二重対が解除されたことを示す。
ていない場合、二次ボリュームは、二次システムの復旧
と一次側アプリケーションの再開に使用することができ
ない。二次側の非同期ボリュームは非同期ボリュームと
して識別されなければならず、二次側の復旧引継ぎ手順
は、アプリケーション・アクセスを否定する（そのボリ
ュームを強制的にオフラインにするか、そのＶＯＬＳＥ
Ｒを変更する）ために非同期ボリュームを識別する必要
がある。一次側ホストがアクセス不能になった場合に一
次側を復旧するために、二次側が呼び出されることがあ
る。このため、二次側では、すべてのボリュームの同期
状態に関するすべての関連情報が必要である。二次記憶
サブシステム、すなわち、二次記憶制御装置とＤＡＳＤ
は、一次側で検出された例外によって一次側が同期を解
除する原因となるすべての条件を判別できるわけではな
い。たとえば、二次側が把握していない一次入出力経路
またはリンクの障害のために一次側が二次側の対等機能
にアクセスできない場合、一次側は二重対を解除するこ
とがある。この場合、二次側が同期状態を示すのに対
し、一次側は、二重対が解除されたことを示す。
【００２２】非同期二重対ボリュームが存在すること
を、外部通信によって二次側に通知することができる。
これは、ユーザ・システム管理機能を使用することで認
識できる。一次側の入出力操作はチャネル終了／装置終
了／装置チェック（ＣＥ／ＤＥ／ＵＣ）状況で終了し、
センス・データがエラーの特徴を示す。このような形式
の入出力構成の場合、エラー回復プログラム（ＥＲＰ）
がエラーを処理し、入出力の完了を一次側アプリケーシ
ョンに通知する前に二次プロセッサに適切なメッセージ
を送る。この場合、ＥＲＰの二重対中止メッセージを認
識し、その情報を二次側で確保するのは、ユーザの責任
である。一次側の代わりに動作可能になるよう二次側が
頼りにされている場合は、始動手順によって二次ＤＡＳ
Ｄが二次ホストにオンライン接続され、アプリケーショ
ンの割振りのために非同期ボリュームがオンライン接続
されていないことを確認するために、二次ＤＡＳＤサブ
システムに格納された同期状況が検索される。この同期
状況をすべてのＥＲＰ二重対中止メッセージと組み合わ
せると、二次側の非同期ボリューム全体を示すピクチャ
が得られる。
を、外部通信によって二次側に通知することができる。
これは、ユーザ・システム管理機能を使用することで認
識できる。一次側の入出力操作はチャネル終了／装置終
了／装置チェック（ＣＥ／ＤＥ／ＵＣ）状況で終了し、
センス・データがエラーの特徴を示す。このような形式
の入出力構成の場合、エラー回復プログラム（ＥＲＰ）
がエラーを処理し、入出力の完了を一次側アプリケーシ
ョンに通知する前に二次プロセッサに適切なメッセージ
を送る。この場合、ＥＲＰの二重対中止メッセージを認
識し、その情報を二次側で確保するのは、ユーザの責任
である。一次側の代わりに動作可能になるよう二次側が
頼りにされている場合は、始動手順によって二次ＤＡＳ
Ｄが二次ホストにオンライン接続され、アプリケーショ
ンの割振りのために非同期ボリュームがオンライン接続
されていないことを確認するために、二次ＤＡＳＤサブ
システムに格納された同期状況が検索される。この同期
状況をすべてのＥＲＰ二重対中止メッセージと組み合わ
せると、二次側の非同期ボリューム全体を示すピクチャ
が得られる。
【００２３】ここで図１を参照して説明すると、同図に
は、一次側１４と二次側１５を有し、二次側１５が一次
側１４から２０キロメートル離れている、災害復旧シス
テム１０が示されている。一次側１４は、そこで実行さ
れているアプリケーションと、システム入出力およびエ
ラー回復プログラム２（以下、入出力ＥＲＰ２という）
とを有するホスト・プロセッサまたは一次プロセッサ１
を含む。一次プロセッサ１は、ＤＦＳＭＳ／ＭＶＳオペ
レーティング・ソフトウェアを実行するＩＢＭエンター
プライズ・システム／９０００（ＥＳ／９０００）など
でもよく、さらにそこで複数のアプリケーション・プロ
グラムを実行することもできる。一次プロセッサ１に
は、ＩＢＭ ３９９０−６型記憶制御装置などの一次記
憶制御装置３がチャネル１２を介して接続されている。
当技術分野で既知の通り、複数のこのような一次記憶制
御装置３を１台の一次プロセッサ１に接続するか、ある
いは複数の一次プロセッサ１を複数の一次記憶制御装置
３に接続することができる。一次記憶制御装置３には、
ＩＢＭ ３３９０ ＤＡＳＤなどの一次ＤＡＳＤ４が接
続されている。複数の一次ＤＡＳＤ４を一次記憶制御装
置３に接続することができる。一次記憶制御装置３と、
これに接続された一次ＤＡＳＤ４によって、一次記憶サ
ブシステムが形成される。また、一次記憶制御装置３と
一次ＤＡＳＤ４は、単一の一体型ユニットであってもよ
い。
は、一次側１４と二次側１５を有し、二次側１５が一次
側１４から２０キロメートル離れている、災害復旧シス
テム１０が示されている。一次側１４は、そこで実行さ
れているアプリケーションと、システム入出力およびエ
ラー回復プログラム２（以下、入出力ＥＲＰ２という）
とを有するホスト・プロセッサまたは一次プロセッサ１
を含む。一次プロセッサ１は、ＤＦＳＭＳ／ＭＶＳオペ
レーティング・ソフトウェアを実行するＩＢＭエンター
プライズ・システム／９０００（ＥＳ／９０００）など
でもよく、さらにそこで複数のアプリケーション・プロ
グラムを実行することもできる。一次プロセッサ１に
は、ＩＢＭ ３９９０−６型記憶制御装置などの一次記
憶制御装置３がチャネル１２を介して接続されている。
当技術分野で既知の通り、複数のこのような一次記憶制
御装置３を１台の一次プロセッサ１に接続するか、ある
いは複数の一次プロセッサ１を複数の一次記憶制御装置
３に接続することができる。一次記憶制御装置３には、
ＩＢＭ ３３９０ ＤＡＳＤなどの一次ＤＡＳＤ４が接
続されている。複数の一次ＤＡＳＤ４を一次記憶制御装
置３に接続することができる。一次記憶制御装置３と、
これに接続された一次ＤＡＳＤ４によって、一次記憶サ
ブシステムが形成される。また、一次記憶制御装置３と
一次ＤＡＳＤ４は、単一の一体型ユニットであってもよ
い。
【００２４】二次側１５は、チャネル１３を介してＩＢ
Ｍ ３９９０−３型などの二次記憶制御装置６に接続さ
れたＩＢＭ ＥＳ／９０００などの二次プロセッサ５を
含む。二次記憶制御装置６には、さらにＤＡＳＤ７が接
続されている。一次プロセッサ１は、チャネル・リンク
またはＴ１／Ｔ３電話回線リンクなどの少なくとも１つ
のホスト間通信リンク１１によって二次プロセッサ５に
接続されている。一次プロセッサ１は、複数のエンター
プライズ・システム接続（ＥＳＣＯＮ）リンク９などに
よって二次記憶制御装置６との直接接続を確保すること
もできる。その結果、入出力ＥＲＰ２は、必要であれ
ば、二次記憶制御装置６と通信可能になる。一次記憶制
御装置３は、複数のＥＳＣＯＮリンクなどの複数の対等
通信リンク８を介して二次記憶制御装置６と通信する。
Ｍ ３９９０−３型などの二次記憶制御装置６に接続さ
れたＩＢＭ ＥＳ／９０００などの二次プロセッサ５を
含む。二次記憶制御装置６には、さらにＤＡＳＤ７が接
続されている。一次プロセッサ１は、チャネル・リンク
またはＴ１／Ｔ３電話回線リンクなどの少なくとも１つ
のホスト間通信リンク１１によって二次プロセッサ５に
接続されている。一次プロセッサ１は、複数のエンター
プライズ・システム接続（ＥＳＣＯＮ）リンク９などに
よって二次記憶制御装置６との直接接続を確保すること
もできる。その結果、入出力ＥＲＰ２は、必要であれ
ば、二次記憶制御装置６と通信可能になる。一次記憶制
御装置３は、複数のＥＳＣＯＮリンクなどの複数の対等
通信リンク８を介して二次記憶制御装置６と通信する。
【００２５】一次プロセッサ１で実行されるアプリケー
ション・プログラムによって書込み入出力操作が実行さ
れると、入出力操作が正常に完了したことを示すハード
ウェア状況としてチャネル終了／装置終了（ＣＥ／Ｄ
Ｅ）が出力される。入出力操作が正常に完了すると、一
次プロセッサ１のオペレーティング・システム・ソフト
ウェアは、そのアプリケーションに書込み入出力成功の
マークを付け、それにより、アプリケーション・プログ
ラムは、最初または前の書込み入出力操作の正常終了に
依存する可能性のある次の書込み入出力操作に移行でき
るようになる。これに対して、書込み入出力操作が不成
功に終わった場合は、チャネル終了／装置終了／装置チ
ェック（以下、ＣＥ／ＤＥ／ＵＣという）という入出力
状況が一次プロセッサ１のオペレーティング・システム
・ソフトウェアに出力される。装置チェックを出力した
後、入出力ＥＲＰ２は、制御権を引き継ぎ、失敗した書
込み入出力操作の特徴に関する具体的なセンス情報を一
次記憶制御装置３から入手する。あるボリュームに固有
のエラーが発生した場合は、そのエラーに関連する固有
の状況が入出力ＥＲＰ２に出力される。その後、入出力
ＥＲＰ２は、一次記憶制御装置３と二次記憶制御装置６
との間、または最悪の場合は、一次プロセッサ１と二次
プロセッサ５との間のデータ保全性を維持するために、
新たな対等通信同期エラー回復を実行することができ
る。
ション・プログラムによって書込み入出力操作が実行さ
れると、入出力操作が正常に完了したことを示すハード
ウェア状況としてチャネル終了／装置終了（ＣＥ／Ｄ
Ｅ）が出力される。入出力操作が正常に完了すると、一
次プロセッサ１のオペレーティング・システム・ソフト
ウェアは、そのアプリケーションに書込み入出力成功の
マークを付け、それにより、アプリケーション・プログ
ラムは、最初または前の書込み入出力操作の正常終了に
依存する可能性のある次の書込み入出力操作に移行でき
るようになる。これに対して、書込み入出力操作が不成
功に終わった場合は、チャネル終了／装置終了／装置チ
ェック（以下、ＣＥ／ＤＥ／ＵＣという）という入出力
状況が一次プロセッサ１のオペレーティング・システム
・ソフトウェアに出力される。装置チェックを出力した
後、入出力ＥＲＰ２は、制御権を引き継ぎ、失敗した書
込み入出力操作の特徴に関する具体的なセンス情報を一
次記憶制御装置３から入手する。あるボリュームに固有
のエラーが発生した場合は、そのエラーに関連する固有
の状況が入出力ＥＲＰ２に出力される。その後、入出力
ＥＲＰ２は、一次記憶制御装置３と二次記憶制御装置６
との間、または最悪の場合は、一次プロセッサ１と二次
プロセッサ５との間のデータ保全性を維持するために、
新たな対等通信同期エラー回復を実行することができ
る。
【００２６】図２および図３を参照して説明すると、同
図にはエラー回復手順が示されている。図２のステップ
２０１は、一次プロセッサ１で実行されるアプリケーシ
ョン・プログラムが一次記憶制御装置３にデータ更新を
送信することを含む。ステップ２０３では、そのデータ
更新が一次ＤＡＳＤ４に書き込まれ、そのデータ更新が
二次記憶制御装置６にシャドーイングされる。ステップ
２０５では、二重対の状況がチェックされ、一次側と二
次側が同期しているかどうかが判別される。二重対の状
況が同期状態になっている場合、ステップ２０７でデー
タ更新が二次ＤＡＳＤ７に書き込まれ、一次プロセッサ
１での処理は、そこで実行されるアプリケーション・プ
ログラムを介して続行される。
図にはエラー回復手順が示されている。図２のステップ
２０１は、一次プロセッサ１で実行されるアプリケーシ
ョン・プログラムが一次記憶制御装置３にデータ更新を
送信することを含む。ステップ２０３では、そのデータ
更新が一次ＤＡＳＤ４に書き込まれ、そのデータ更新が
二次記憶制御装置６にシャドーイングされる。ステップ
２０５では、二重対の状況がチェックされ、一次側と二
次側が同期しているかどうかが判別される。二重対の状
況が同期状態になっている場合、ステップ２０７でデー
タ更新が二次ＤＡＳＤ７に書き込まれ、一次プロセッサ
１での処理は、そこで実行されるアプリケーション・プ
ログラムを介して続行される。
【００２７】二重対が「障害発生」状態になっている場
合、ステップ２０９で一次記憶制御装置３は、二重対で
中断または障害が発生していることを一次プロセッサ１
に通知する。二重対は、通信リンク８による一次記憶制
御装置３と二次記憶制御装置６との通信障害によって
「障害発生」状態になる場合がある。あるいは、二重対
は、一次サブシステムまたは二次サブシステムいずれか
のエラーによって「障害発生」状態になる場合もある。
障害が通信リンク８で発生している場合、一次記憶制御
装置３は、二次記憶制御装置６に直接、障害を連絡する
ことができない。そこで、一次記憶制御装置３は、ステ
ップ２１１で入出力状況としてＣＥ／ＤＥ／ＵＣを一次
プロセッサ１に返す。入出力ＥＲＰ２は、アプリケーシ
ョン・プログラムを静止させ、書込み入出力操作を要求
するアプリケーションに制御権を返す前に、エラー回復
とデータ保全性のためにステップ２１３で一次プロセッ
サ１の制御権を引き継ぐ。
合、ステップ２０９で一次記憶制御装置３は、二重対で
中断または障害が発生していることを一次プロセッサ１
に通知する。二重対は、通信リンク８による一次記憶制
御装置３と二次記憶制御装置６との通信障害によって
「障害発生」状態になる場合がある。あるいは、二重対
は、一次サブシステムまたは二次サブシステムいずれか
のエラーによって「障害発生」状態になる場合もある。
障害が通信リンク８で発生している場合、一次記憶制御
装置３は、二次記憶制御装置６に直接、障害を連絡する
ことができない。そこで、一次記憶制御装置３は、ステ
ップ２１１で入出力状況としてＣＥ／ＤＥ／ＵＣを一次
プロセッサ１に返す。入出力ＥＲＰ２は、アプリケーシ
ョン・プログラムを静止させ、書込み入出力操作を要求
するアプリケーションに制御権を返す前に、エラー回復
とデータ保全性のためにステップ２１３で一次プロセッ
サ１の制御権を引き継ぐ。
【００２８】図３は、入出力ＥＲＰ２が実行する諸ステ
ップを表している。ステップ２２１で入出力ＥＲＰ２は
一次記憶制御装置３にセンス入出力を出す。センス入出
力操作は、入出力エラーの原因を記述する情報を返す。
すなわち、このデータ記述情報は、具体的なエラーに関
して記憶制御装置または二重対の操作に固有のものにな
る。一次記憶制御装置３と二次記憶制御装置６との間の
対等通信リンク８で障害が発生したことがデータ記述情
報によって示された場合、ステップ２２３で入出力ＥＲ
Ｐ２は、一次記憶制御装置３および二次記憶制御装置６
に対して、関係ボリュームを障害発生同期遠隔コピー状
態に入れるように指示する記憶制御装置レベル入出力操
作を出す。この二次記憶制御装置６は、複数のＥＳＣＯ
Ｎリンク９またはホスト間通信リンク１１を介して入出
力ＥＲＰ２から関係ボリュームの状態を受け取ることが
できる。その結果、二重対操作の現在の状況は、一次プ
ロセッサ１で実行されるアプリケーションとともに、一
次プロセッサ１および二次プロセッサ５の両方で維持さ
れる。コンソール１８および１９は、それぞれ一次プロ
セッサ１および二次プロセッサ５からの情報をやりとり
するために設けられ、入出力ＥＲＰは、両方のコンソー
ル１８および１９に状況情報を通知する。
ップを表している。ステップ２２１で入出力ＥＲＰ２は
一次記憶制御装置３にセンス入出力を出す。センス入出
力操作は、入出力エラーの原因を記述する情報を返す。
すなわち、このデータ記述情報は、具体的なエラーに関
して記憶制御装置または二重対の操作に固有のものにな
る。一次記憶制御装置３と二次記憶制御装置６との間の
対等通信リンク８で障害が発生したことがデータ記述情
報によって示された場合、ステップ２２３で入出力ＥＲ
Ｐ２は、一次記憶制御装置３および二次記憶制御装置６
に対して、関係ボリュームを障害発生同期遠隔コピー状
態に入れるように指示する記憶制御装置レベル入出力操
作を出す。この二次記憶制御装置６は、複数のＥＳＣＯ
Ｎリンク９またはホスト間通信リンク１１を介して入出
力ＥＲＰ２から関係ボリュームの状態を受け取ることが
できる。その結果、二重対操作の現在の状況は、一次プ
ロセッサ１で実行されるアプリケーションとともに、一
次プロセッサ１および二次プロセッサ５の両方で維持さ
れる。コンソール１８および１９は、それぞれ一次プロ
セッサ１および二次プロセッサ５からの情報をやりとり
するために設けられ、入出力ＥＲＰは、両方のコンソー
ル１８および１９に状況情報を通知する。
【００２９】一次記憶制御装置３および二次記憶制御装
置６への障害発生同期遠隔コピー入出力操作が正常に完
了すると、ステップ２２５でデータ保全性が維持されて
いる。このため、二次側１５で復旧を試みると、二次記
憶制御装置６は、「障害発生同期遠隔コピー」というマ
ークを付けたボリュームを、データ回復手段（ボリュー
ム上のそのデータの状態を判別するための従来のデータ
ベース・ログまたはジャーナル）によってそのボリュー
ムのデータとその同期グループ内の他のデータとの同期
が取られるまで使用できないものとして識別する。
置６への障害発生同期遠隔コピー入出力操作が正常に完
了すると、ステップ２２５でデータ保全性が維持されて
いる。このため、二次側１５で復旧を試みると、二次記
憶制御装置６は、「障害発生同期遠隔コピー」というマ
ークを付けたボリュームを、データ回復手段（ボリュー
ム上のそのデータの状態を判別するための従来のデータ
ベース・ログまたはジャーナル）によってそのボリュー
ムのデータとその同期グループ内の他のデータとの同期
が取られるまで使用できないものとして識別する。
【００３０】ステップ２２７では、障害発生同期遠隔コ
ピーの状況更新について一次記憶制御装置３と二次記憶
制御装置６で行われた入出力操作の正常終了を入出力Ｅ
ＲＰ２が受け取ったかどうかを判別するテストが行われ
る。正常終了すると、入出力ＥＲＰ２は、ステップ２２
９で一次プロセッサ１に制御権を返す。正常終了してい
ない場合は、ステップ２３１で次のレベルの復旧通知が
行われる。この通知には、障害発生ボリュームと、一次
記憶制御装置３または二次記憶制御装置６のいずれかの
そのボリュームの状況が正しくない可能性があること
を、コンソール１８を介してオペレータに通知すること
が含まれる。この通知は、そこで具体的なボリューム状
況を示すために、コンソール１９または共用ＤＡＳＤデ
ータ・セットを介して二次側１５にシャドーイングされ
る。
ピーの状況更新について一次記憶制御装置３と二次記憶
制御装置６で行われた入出力操作の正常終了を入出力Ｅ
ＲＰ２が受け取ったかどうかを判別するテストが行われ
る。正常終了すると、入出力ＥＲＰ２は、ステップ２２
９で一次プロセッサ１に制御権を返す。正常終了してい
ない場合は、ステップ２３１で次のレベルの復旧通知が
行われる。この通知には、障害発生ボリュームと、一次
記憶制御装置３または二次記憶制御装置６のいずれかの
そのボリュームの状況が正しくない可能性があること
を、コンソール１８を介してオペレータに通知すること
が含まれる。この通知は、そこで具体的なボリューム状
況を示すために、コンソール１９または共用ＤＡＳＤデ
ータ・セットを介して二次側１５にシャドーイングされ
る。
【００３１】ステップ２３３で、エラー・ログ記録デー
タ・セットが更新される。この更新は、一次ＤＡＳＤ４
または他の記憶場所のいずれかに書き込まれ、二次側１
５にシャドーイングされる。このエラー回復処置が完了
すると、入出力ＥＲＰ２はステップ２３５で、障害発生
書込み入出力操作に関する「永続エラー」回復を一次側
アプリケーションに実行させるために、一次側アプリケ
ーションの書込み入出力操作に「永続エラー」を通知す
る。エラーが修正されると、ボリューム状態は、まず保
留状態（変更データの再コピー）に回復し、次に全二重
に回復することができる。その後、二重対が再確立され
ると、データを二次ＤＡＳＤ７に再適用することができ
る。
タ・セットが更新される。この更新は、一次ＤＡＳＤ４
または他の記憶場所のいずれかに書き込まれ、二次側１
５にシャドーイングされる。このエラー回復処置が完了
すると、入出力ＥＲＰ２はステップ２３５で、障害発生
書込み入出力操作に関する「永続エラー」回復を一次側
アプリケーションに実行させるために、一次側アプリケ
ーションの書込み入出力操作に「永続エラー」を通知す
る。エラーが修正されると、ボリューム状態は、まず保
留状態（変更データの再コピー）に回復し、次に全二重
に回復することができる。その後、二重対が再確立され
ると、データを二次ＤＡＳＤ７に再適用することができ
る。
【００３２】二重対を確立する場合、顧客の要求に応じ
て、ボリュームをＣＲＩＴＩＣＡＬと識別することがで
きる。ＣＲＩＴＩＣＡＬボリュームの場合、ある操作の
結果、二重対の障害が発生すると、実際のエラー箇所と
は無関係に、一次ボリュームの永続エラー障害が報告さ
れる。ＣＲＩＴ＝Ｙの場合、障害発生対の一次ＤＡＳＤ
４０６に書き込もうとするその後のすべての試みは、永
続エラーを受け取ることになり、対をなす二次ボリュー
ムにシャドーイングできないデータは、その一次ボリュ
ームに一切書き込まれなくなる。このため、必要であれ
ば、一次側アプリケーションの処置および入出力データ
操作との完全同期が可能になる。
て、ボリュームをＣＲＩＴＩＣＡＬと識別することがで
きる。ＣＲＩＴＩＣＡＬボリュームの場合、ある操作の
結果、二重対の障害が発生すると、実際のエラー箇所と
は無関係に、一次ボリュームの永続エラー障害が報告さ
れる。ＣＲＩＴ＝Ｙの場合、障害発生対の一次ＤＡＳＤ
４０６に書き込もうとするその後のすべての試みは、永
続エラーを受け取ることになり、対をなす二次ボリュー
ムにシャドーイングできないデータは、その一次ボリュ
ームに一切書き込まれなくなる。このため、必要であれ
ば、一次側アプリケーションの処置および入出力データ
操作との完全同期が可能になる。
【００３３】その結果、本明細書に記載する災害復旧シ
ステム１０では、入出力命令（チャネル・コマンド・ワ
ード（ＣＣＷ））を有する一次ホスト処理エラー回復手
順によって、二重対から障害発生二重対へ一次および二
次同期遠隔コピー・ボリュームの状況を変更できるよう
な外部同期遠隔コピーを取り入れ、それにより、複数タ
イプの一次および二次サブシステム・エラーの場合にデ
ータ保全性を維持する。アプリケーション・ベースのバ
ックアップではなく、データ更新がリアルタイムで複写
される記憶域ベースのバックアップが設けられている。
また、災害復旧システム１０は、（１）一次および二次
記憶制御装置ボリューム状況更新、（２）オペレータ・
メッセージまたはエラー・ログ記録共通データ・セット
を介して具体的なボリューム更新状況に関して一次およ
び二次ホスト・プロセッサが通知すること、および
（３）ＣＲＩＴＩＣＡＬボリューム識別などの、複数レ
ベルの一次／二次状況更新を試み、ボリューム対が障害
発生二重対になる場合は、一次ボリュームへのその後の
更新を防止することができる。このため、リアルタイム
の完全エラー災害復旧が達成される。
ステム１０では、入出力命令（チャネル・コマンド・ワ
ード（ＣＣＷ））を有する一次ホスト処理エラー回復手
順によって、二重対から障害発生二重対へ一次および二
次同期遠隔コピー・ボリュームの状況を変更できるよう
な外部同期遠隔コピーを取り入れ、それにより、複数タ
イプの一次および二次サブシステム・エラーの場合にデ
ータ保全性を維持する。アプリケーション・ベースのバ
ックアップではなく、データ更新がリアルタイムで複写
される記憶域ベースのバックアップが設けられている。
また、災害復旧システム１０は、（１）一次および二次
記憶制御装置ボリューム状況更新、（２）オペレータ・
メッセージまたはエラー・ログ記録共通データ・セット
を介して具体的なボリューム更新状況に関して一次およ
び二次ホスト・プロセッサが通知すること、および
（３）ＣＲＩＴＩＣＡＬボリューム識別などの、複数レ
ベルの一次／二次状況更新を試み、ボリューム対が障害
発生二重対になる場合は、一次ボリュームへのその後の
更新を防止することができる。このため、リアルタイム
の完全エラー災害復旧が達成される。
【００３４】非同期データ・シャドーイング 非同期遠隔データ・シャドーイングは、１回の災害で一
次側と二次側の両方が崩壊してしまう確率を低減するた
めに一次側と二次側との距離をさらに大きくする必要が
ある場合、または一次側アプリケーションのパフォーマ
ンスへの影響を最小限に抑える必要がある場合に使用す
る。一次側と二次側との距離は、現在では地球全体また
はそれ以上に延長できるが、複数の一次サブシステムの
背後にある複数のＤＡＳＤボリュームにわたる書込み更
新を複数の二次サブシステムに同期させることは、さら
に複雑である。二次記憶サブシステム上でシャドーイン
グするために、一次データ・ムーバを介して一次記憶制
御装置から二次データ・ムーバへレコード書込み更新を
発送することができるが、両者間でやりとりされる制御
データの量は、最小限でなければならず、同時に、複数
の記憶制御装置に隠れている複数のＤＡＳＤボリューム
にわたる一次システムの場合と同様、複数の記憶制御装
置にわたる二次システム上でレコード書込み更新の順序
を正確に再構築できるものでなければならない。
次側と二次側の両方が崩壊してしまう確率を低減するた
めに一次側と二次側との距離をさらに大きくする必要が
ある場合、または一次側アプリケーションのパフォーマ
ンスへの影響を最小限に抑える必要がある場合に使用す
る。一次側と二次側との距離は、現在では地球全体また
はそれ以上に延長できるが、複数の一次サブシステムの
背後にある複数のＤＡＳＤボリュームにわたる書込み更
新を複数の二次サブシステムに同期させることは、さら
に複雑である。二次記憶サブシステム上でシャドーイン
グするために、一次データ・ムーバを介して一次記憶制
御装置から二次データ・ムーバへレコード書込み更新を
発送することができるが、両者間でやりとりされる制御
データの量は、最小限でなければならず、同時に、複数
の記憶制御装置に隠れている複数のＤＡＳＤボリューム
にわたる一次システムの場合と同様、複数の記憶制御装
置にわたる二次システム上でレコード書込み更新の順序
を正確に再構築できるものでなければならない。
【００３５】図４は、一次側４２１と遠隔側または二次
側４３１とを含む非同期災害復旧システム４００を示し
ている。一次側４２１は、ＤＦＳＭＳ／ＭＶＳホスト・
ソフトウェアを実行するＩＢＭ ＥＳ／９０００などの
一次プロセッサ４０１を含む。一次プロセッサ４０１
は、ＩＭＳおよびＤＢＳアプリケーションなどのアプリ
ケーション・プログラム４０２および４０３と、一次デ
ータ・ムーバ（ＰＤＭ）４０４をさらに含む。一次プロ
セッサ４０１には、そこで実行されるすべてのアプリケ
ーション（４０２、４０３）に共通の基準を提供するた
めに、共通シスプレックス・クロック（sysplex cloc
k）４０７が設けられ、すべてのシステム・クロックま
たは時間源（図示せず）がシスプレックス・クロック４
０７に同期し、すべての時間依存プロセスが相互に正し
いタイミングで動作するようになっている。たとえば、
一次記憶制御装置４０５は、単一の一次記憶制御装置４
０６への２回の連続する書込み入出力操作が同じタイム
・スタンプ値を示さないように、複数のレコード書込み
更新時間を確実に区別するのに適した解像度に同期して
いる。シスプレックス・クロック４０７の解像度（正確
さではない）は重要である。ＰＤＭ４０４は、シスプレ
ックス・クロック４０７に接続された状態で図示されて
いるが、書込み入出力操作がそこで発生するわけではな
いので、シスプレックス・クロック４０７に同期させる
必要はない。また、一次プロセッサ４０１が単一の時間
基準（たとえば、単一のマルチプロセッサＥＳ／９００
０システム）を有する場合には、シスプレックス・クロ
ック４０７は不要である。
側４３１とを含む非同期災害復旧システム４００を示し
ている。一次側４２１は、ＤＦＳＭＳ／ＭＶＳホスト・
ソフトウェアを実行するＩＢＭ ＥＳ／９０００などの
一次プロセッサ４０１を含む。一次プロセッサ４０１
は、ＩＭＳおよびＤＢＳアプリケーションなどのアプリ
ケーション・プログラム４０２および４０３と、一次デ
ータ・ムーバ（ＰＤＭ）４０４をさらに含む。一次プロ
セッサ４０１には、そこで実行されるすべてのアプリケ
ーション（４０２、４０３）に共通の基準を提供するた
めに、共通シスプレックス・クロック（sysplex cloc
k）４０７が設けられ、すべてのシステム・クロックま
たは時間源（図示せず）がシスプレックス・クロック４
０７に同期し、すべての時間依存プロセスが相互に正し
いタイミングで動作するようになっている。たとえば、
一次記憶制御装置４０５は、単一の一次記憶制御装置４
０６への２回の連続する書込み入出力操作が同じタイム
・スタンプ値を示さないように、複数のレコード書込み
更新時間を確実に区別するのに適した解像度に同期して
いる。シスプレックス・クロック４０７の解像度（正確
さではない）は重要である。ＰＤＭ４０４は、シスプレ
ックス・クロック４０７に接続された状態で図示されて
いるが、書込み入出力操作がそこで発生するわけではな
いので、シスプレックス・クロック４０７に同期させる
必要はない。また、一次プロセッサ４０１が単一の時間
基準（たとえば、単一のマルチプロセッサＥＳ／９００
０システム）を有する場合には、シスプレックス・クロ
ック４０７は不要である。
【００３６】一次プロセッサ４０１には、ＩＢＭ ３９
９０−６型記憶制御装置などの複数の一次記憶制御装置
４０５が光ファイバ・チャネルなどの複数のチャネルを
介して接続されている。また、各一次記憶制御装置４０
５には、ＩＢＭ ３３９０ＤＡＳＤなどの複数の一次Ｄ
ＡＳＤ４０６からなる少なくとも１つのストリングが接
続されている。一次記憶制御装置４０５と一次ＤＡＳＤ
４０６によって、一次記憶サブシステムが形成される。
各記憶制御装置４０５と一次ＤＡＳＤ４０６は、個別の
ユニットである必要はなく、両者を組み合わせて単一の
ドロワにしてもよい。
９０−６型記憶制御装置などの複数の一次記憶制御装置
４０５が光ファイバ・チャネルなどの複数のチャネルを
介して接続されている。また、各一次記憶制御装置４０
５には、ＩＢＭ ３３９０ＤＡＳＤなどの複数の一次Ｄ
ＡＳＤ４０６からなる少なくとも１つのストリングが接
続されている。一次記憶制御装置４０５と一次ＤＡＳＤ
４０６によって、一次記憶サブシステムが形成される。
各記憶制御装置４０５と一次ＤＡＳＤ４０６は、個別の
ユニットである必要はなく、両者を組み合わせて単一の
ドロワにしてもよい。
【００３７】一次側４２１から数千キロメートル離れた
位置に配置される二次側４３１は、一次側４２１と同様
に、そこで動作する二次データ・ムーバ（ＳＤＭ）４１
４を有する二次プロセッサ４１１を含む。二次プロセッ
サ４１１には、当技術分野で既知の通り、光ファイバ・
チャネルなどのチャネルを介して複数の二次記憶制御装
置４１５が接続されている。記憶制御装置４１５には、
複数の二次ＤＡＳＤ４１６と１つの制御情報ＤＡＳＤ４
１７（複数も可）が接続されている。記憶制御装置４１
５とＤＡＳＤ４１６および４１７によって、二次記憶サ
ブシステムが構成される。
位置に配置される二次側４３１は、一次側４２１と同様
に、そこで動作する二次データ・ムーバ（ＳＤＭ）４１
４を有する二次プロセッサ４１１を含む。二次プロセッ
サ４１１には、当技術分野で既知の通り、光ファイバ・
チャネルなどのチャネルを介して複数の二次記憶制御装
置４１５が接続されている。記憶制御装置４１５には、
複数の二次ＤＡＳＤ４１６と１つの制御情報ＤＡＳＤ４
１７（複数も可）が接続されている。記憶制御装置４１
５とＤＡＳＤ４１６および４１７によって、二次記憶サ
ブシステムが構成される。
【００３８】一次側４２１は、通信リンク４０８を介し
て二次側４３１と通信する。より具体的には、一次プロ
セッサ４０１は、仮想記憶通信アクセス方式（ＶＴＡ
Ｍ）通信リンク４０８などの通信プロトコルによって、
二次プロセッサ４１１にデータと制御情報を転送する。
この通信リンク４０８は、電話（Ｔ１、Ｔ３回線）、無
線、無線／電話、マイクロ波、衛星などの複数の適当な
通信方式によって実現できる。
て二次側４３１と通信する。より具体的には、一次プロ
セッサ４０１は、仮想記憶通信アクセス方式（ＶＴＡ
Ｍ）通信リンク４０８などの通信プロトコルによって、
二次プロセッサ４１１にデータと制御情報を転送する。
この通信リンク４０８は、電話（Ｔ１、Ｔ３回線）、無
線、無線／電話、マイクロ波、衛星などの複数の適当な
通信方式によって実現できる。
【００３９】非同期データ・シャドーイング・システム
４００は、一次ＤＡＳＤ４０６へのすべてのデータ書込
みの順序が保持され、二次ＤＡＳＤ４１６に適用される
（すべての一次記憶サブシステムにわたるデータ書込み
順序を保持する）ように、一次記憶制御装置４０５から
制御データを収集する機能を含む。二次側４３１に送ら
れるデータおよび制御情報は、データ保全性を保持する
のに一次側４２１の存在が不要になるほど、十分なもの
でなければならない。
４００は、一次ＤＡＳＤ４０６へのすべてのデータ書込
みの順序が保持され、二次ＤＡＳＤ４１６に適用される
（すべての一次記憶サブシステムにわたるデータ書込み
順序を保持する）ように、一次記憶制御装置４０５から
制御データを収集する機能を含む。二次側４３１に送ら
れるデータおよび制御情報は、データ保全性を保持する
のに一次側４２１の存在が不要になるほど、十分なもの
でなければならない。
【００４０】アプリケーション４０２、４０３は、デー
タまたはレコード更新を生成するが、このレコード更新
は、一次記憶制御装置４０５によって収集され、ＰＤＭ
４０４によって読み取られる。それぞれの一次記憶制御
装置４０５は、非同期遠隔データ・シャドーイング・セ
ッションのためにそれぞれのレコード更新をグループ化
し、非特定一次ＤＡＳＤ４０６のＲＥＡＤ要求を介して
ＰＤＭ４０４にこれらのレコード更新を提供する。一次
記憶制御装置４０５からＰＤＭ４０４へのレコード更新
の転送は、ＳＴＡＲＴ入出力操作の回数を最小限にしな
がら、各一次記憶制御装置４０５と一次プロセッサ４０
１との間で転送されるデータの量を最大にするように、
ＰＤＭ４０４によって制御され、最適化される。ＰＤＭ
４０４は、非特定ＲＥＡＤ間の時間間隔を変えること
で、一次記憶制御装置とホストとのこの最適化だけでな
く、二次ＤＡＳＤ４１６用のレコード更新の通用期間も
制御することができる。
タまたはレコード更新を生成するが、このレコード更新
は、一次記憶制御装置４０５によって収集され、ＰＤＭ
４０４によって読み取られる。それぞれの一次記憶制御
装置４０５は、非同期遠隔データ・シャドーイング・セ
ッションのためにそれぞれのレコード更新をグループ化
し、非特定一次ＤＡＳＤ４０６のＲＥＡＤ要求を介して
ＰＤＭ４０４にこれらのレコード更新を提供する。一次
記憶制御装置４０５からＰＤＭ４０４へのレコード更新
の転送は、ＳＴＡＲＴ入出力操作の回数を最小限にしな
がら、各一次記憶制御装置４０５と一次プロセッサ４０
１との間で転送されるデータの量を最大にするように、
ＰＤＭ４０４によって制御され、最適化される。ＰＤＭ
４０４は、非特定ＲＥＡＤ間の時間間隔を変えること
で、一次記憶制御装置とホストとのこの最適化だけでな
く、二次ＤＡＳＤ４１６用のレコード更新の通用期間も
制御することができる。
【００４１】データ保全性を維持しながら、ＰＤＭ４０
４がレコード更新を収集し、そのレコード更新をＳＤＭ
４１４に送信するには、すべての一次記憶サブシステム
において二次ＤＡＳＤ４１６に対して行われる一次ＤＡ
ＳＤ４０６のレコードＷＲＩＴＥシーケンスを再構築す
るのに十分な制御データとともに、特定の期間の間、適
切な複数の時間間隔でレコード更新を送信する必要があ
る。一次ＤＡＳＤ４０６のレコードＷＲＩＴＥシーケン
スの再構築は、自己記述レコードをＰＤＭ４０４からＳ
ＤＭ４１４に渡すことによって達成される。ＳＤＭ４１
４は、所与の時間間隔分のレコードが紛失しているかど
うか、または不完全になっているかどうかを判別するた
めに、その自己記述レコードを検査する。
４がレコード更新を収集し、そのレコード更新をＳＤＭ
４１４に送信するには、すべての一次記憶サブシステム
において二次ＤＡＳＤ４１６に対して行われる一次ＤＡ
ＳＤ４０６のレコードＷＲＩＴＥシーケンスを再構築す
るのに十分な制御データとともに、特定の期間の間、適
切な複数の時間間隔でレコード更新を送信する必要があ
る。一次ＤＡＳＤ４０６のレコードＷＲＩＴＥシーケン
スの再構築は、自己記述レコードをＰＤＭ４０４からＳ
ＤＭ４１４に渡すことによって達成される。ＳＤＭ４１
４は、所与の時間間隔分のレコードが紛失しているかど
うか、または不完全になっているかどうかを判別するた
めに、その自己記述レコードを検査する。
【００４２】図５および図６は、接頭部ヘッダ５００
（図５）と、一次記憶制御装置４０５によって生成され
たレコード・セット情報６００（図６）とを含む、各自
己記述レコードごとにＰＤＭ４０４が作成するジャーナ
ル・レコード形式を示している。各自己記述レコード
は、それぞれの時間間隔の時間順に二次ＤＡＳＤ４１６
に適用できるように、それぞれの時間間隔ごとにさらに
ＳＤＭ４１４によってジャーナル処理される。
（図５）と、一次記憶制御装置４０５によって生成され
たレコード・セット情報６００（図６）とを含む、各自
己記述レコードごとにＰＤＭ４０４が作成するジャーナ
ル・レコード形式を示している。各自己記述レコード
は、それぞれの時間間隔の時間順に二次ＤＡＳＤ４１６
に適用できるように、それぞれの時間間隔ごとにさらに
ＳＤＭ４１４によってジャーナル処理される。
【００４３】ここで図５を参照して説明すると、各レコ
ード・セットの先頭に挿入される接頭部ヘッダ５００
は、接頭部ヘッダ５００と、各レコード・セットごとに
ＳＤＭ４１４に送信される実際の一次レコード・セット
情報６００との長さの合計を記述するための総データ長
５０１を含む。操作タイム・スタンプ５０２は、ＰＤＭ
４０４が現在処理している操作セットの開始時間を示す
タイム・スタンプである。この操作タイム・スタンプ５
０２は、１組の一次記憶制御装置４０５に対してＲＥＡ
Ｄ ＲＥＣＯＲＤ ＳＥＴ機能を実行する際に（シスプ
レックス・クロック４０７に応じて）ＰＤＭ４０４によ
って生成される。一次ＤＡＳＤ４０６の書込みの入出力
時間６１０（図６）は、各一次記憶制御装置４０５のＲ
ＥＡＤ ＲＥＣＯＲＤ ＳＥＴごとに固有のものであ
る。操作タイム・スタンプ５０２は、すべての記憶制御
装置で共通のものである。ＲＥＡＤ ＲＥＣＯＲＤ Ｓ
ＥＴコマンドは、ＰＤＭ４０４によって出されるが、以
下の条件のいずれかの場合に予測できる。 （１）一次記憶制御装置４０５の所定のしきい値に基づ
く、その一次記憶制御装置のアテンション割込み （２）所定の時間間隔に基づく、一次プロセッサ４０１
のタイマ割込み （３）レコード・セット情報が、使用可能であるがまだ
読み取られていない未解決のレコード・セットに関する
追加情報を示す場合 条件（２）では、タイマ間隔を使用して、低レベル活動
の期間中に二次システム４３１がどの程度遅れて実行す
るかを制御する。条件（３）は、ＰＤＭ４０４が一次記
憶制御装置４０５の活動に遅れないようにするためにさ
らに活動を駆動する処理間隔中に、ＰＤＭ４０４がすべ
てのレコード・セットを待ち行列処理しなかった場合に
発生する。
ード・セットの先頭に挿入される接頭部ヘッダ５００
は、接頭部ヘッダ５００と、各レコード・セットごとに
ＳＤＭ４１４に送信される実際の一次レコード・セット
情報６００との長さの合計を記述するための総データ長
５０１を含む。操作タイム・スタンプ５０２は、ＰＤＭ
４０４が現在処理している操作セットの開始時間を示す
タイム・スタンプである。この操作タイム・スタンプ５
０２は、１組の一次記憶制御装置４０５に対してＲＥＡ
Ｄ ＲＥＣＯＲＤ ＳＥＴ機能を実行する際に（シスプ
レックス・クロック４０７に応じて）ＰＤＭ４０４によ
って生成される。一次ＤＡＳＤ４０６の書込みの入出力
時間６１０（図６）は、各一次記憶制御装置４０５のＲ
ＥＡＤ ＲＥＣＯＲＤ ＳＥＴごとに固有のものであ
る。操作タイム・スタンプ５０２は、すべての記憶制御
装置で共通のものである。ＲＥＡＤ ＲＥＣＯＲＤ Ｓ
ＥＴコマンドは、ＰＤＭ４０４によって出されるが、以
下の条件のいずれかの場合に予測できる。 （１）一次記憶制御装置４０５の所定のしきい値に基づ
く、その一次記憶制御装置のアテンション割込み （２）所定の時間間隔に基づく、一次プロセッサ４０１
のタイマ割込み （３）レコード・セット情報が、使用可能であるがまだ
読み取られていない未解決のレコード・セットに関する
追加情報を示す場合 条件（２）では、タイマ間隔を使用して、低レベル活動
の期間中に二次システム４３１がどの程度遅れて実行す
るかを制御する。条件（３）は、ＰＤＭ４０４が一次記
憶制御装置４０５の活動に遅れないようにするためにさ
らに活動を駆動する処理間隔中に、ＰＤＭ４０４がすべ
てのレコード・セットを待ち行列処理しなかった場合に
発生する。
【００４４】時間間隔グループ番号５０３は、現行レコ
ード・セット（整合性グループのうちの所与の時間間隔
グループについてすべての一次記憶制御装置４０５にわ
たるレコードのセット）が属す時間間隔（操作タイム・
スタンプ５０２とレコード読取り時間５０７によって境
界が示される）を識別するためにＰＤＭ４０４が出力す
る。グループ内順序番号５０４は、所与の時間間隔グル
ープ５０３内の各レコード・セットごとに一次記憶制御
装置４０５用のアプリケーションＷＲＩＴＥ入出力の順
序を（ＰＤＭ４０４に対して）識別するためにハードウ
ェアが提供するＩＤである。一次ＳＳＩＤ（補助記憶域
ＩＤ）５０５は、各レコード・セットごとに一次記憶制
御装置４０５の特定の一次記憶制御装置を明確に識別す
るものである。二次ターゲット・ボリューム５０６は、
パフォーマンス上の考慮事項に応じて、ＰＤＭ４０４ま
たはＳＤＭ４１４のいずれかによって割り当てられる。
レコード読取り時間５０７は、すべての一次記憶制御装
置４０５に共通の操作タイム・スタンプを提供し、現行
間隔のレコード・セットの終了時間を示す。
ード・セット（整合性グループのうちの所与の時間間隔
グループについてすべての一次記憶制御装置４０５にわ
たるレコードのセット）が属す時間間隔（操作タイム・
スタンプ５０２とレコード読取り時間５０７によって境
界が示される）を識別するためにＰＤＭ４０４が出力す
る。グループ内順序番号５０４は、所与の時間間隔グル
ープ５０３内の各レコード・セットごとに一次記憶制御
装置４０５用のアプリケーションＷＲＩＴＥ入出力の順
序を（ＰＤＭ４０４に対して）識別するためにハードウ
ェアが提供するＩＤである。一次ＳＳＩＤ（補助記憶域
ＩＤ）５０５は、各レコード・セットごとに一次記憶制
御装置４０５の特定の一次記憶制御装置を明確に識別す
るものである。二次ターゲット・ボリューム５０６は、
パフォーマンス上の考慮事項に応じて、ＰＤＭ４０４ま
たはＳＤＭ４１４のいずれかによって割り当てられる。
レコード読取り時間５０７は、すべての一次記憶制御装
置４０５に共通の操作タイム・スタンプを提供し、現行
間隔のレコード・セットの終了時間を示す。
【００４５】次に図６を参照して説明すると、レコード
・セット情報６００は、一次記憶制御装置４０５によっ
て生成され、ＰＤＭ４０４によって収集される。更新固
有情報６０１〜６１０は、レコード更新が行われた実際
の一次ＤＡＳＤ４０６を含む各レコードの一次装置ユニ
ット・アドレス６０１を含む。シリンダ番号／ヘッド番
号（ＣＣＨＨ）６０２は、各レコード更新ごとの一次Ｄ
ＡＳＤ４０６上の位置を示す。一次記憶制御装置のセッ
ションＩＤである一次ＳＳＩＤ６０３は、一次ＳＳＩＤ
５０５と同じものである。状況フラグ６０４は、特定の
データ・レコード６２０が後に続くかどうかに関する状
況情報を提供する。順序番号６０５および６３０は、レ
コード・セット全体（ＰＤＭ４０４に転送されたすべて
のデータ）が読み取られたかどうかを示すために各レコ
ードに番号を１つずつ割り当てる。一次ＤＡＳＤ書込み
入出力タイプ６０６は、各レコードについて行われた書
込み操作のタイプを識別する操作標識である。この操作
標識は、更新書込み、フォーマット書込み、部分トラッ
ク・レコード・フォロー、完全トラック・データ・フォ
ロー、消去コマンド実行、または全書込み実行を含む。
検索引数６０７は、最初に読み取られたレコード・セッ
ト・データ・レコード６２０に関する初期位置決め情報
を示す。セクタ番号６０８は、レコードが更新されたセ
クタを識別する。カウント・フィールド６０９は、後続
の特定のレコード・データ・フィールド６２０の数を記
述する。一次ＤＡＳＤ４０６の書込み更新が行われたホ
スト・アプリケーション時間は、更新時間６１０に記録
される。特定のレコード・データ６２０は、各レコード
更新ごとのカウント／キー／データ（ＣＫＤ）フィール
ドを提供する。最後に、順序番号６３０は、読み取られ
たレコード・セット全体がＰＤＭ４０４に転送されたか
どうかを示すために順序番号６０５と比較される。
・セット情報６００は、一次記憶制御装置４０５によっ
て生成され、ＰＤＭ４０４によって収集される。更新固
有情報６０１〜６１０は、レコード更新が行われた実際
の一次ＤＡＳＤ４０６を含む各レコードの一次装置ユニ
ット・アドレス６０１を含む。シリンダ番号／ヘッド番
号（ＣＣＨＨ）６０２は、各レコード更新ごとの一次Ｄ
ＡＳＤ４０６上の位置を示す。一次記憶制御装置のセッ
ションＩＤである一次ＳＳＩＤ６０３は、一次ＳＳＩＤ
５０５と同じものである。状況フラグ６０４は、特定の
データ・レコード６２０が後に続くかどうかに関する状
況情報を提供する。順序番号６０５および６３０は、レ
コード・セット全体（ＰＤＭ４０４に転送されたすべて
のデータ）が読み取られたかどうかを示すために各レコ
ードに番号を１つずつ割り当てる。一次ＤＡＳＤ書込み
入出力タイプ６０６は、各レコードについて行われた書
込み操作のタイプを識別する操作標識である。この操作
標識は、更新書込み、フォーマット書込み、部分トラッ
ク・レコード・フォロー、完全トラック・データ・フォ
ロー、消去コマンド実行、または全書込み実行を含む。
検索引数６０７は、最初に読み取られたレコード・セッ
ト・データ・レコード６２０に関する初期位置決め情報
を示す。セクタ番号６０８は、レコードが更新されたセ
クタを識別する。カウント・フィールド６０９は、後続
の特定のレコード・データ・フィールド６２０の数を記
述する。一次ＤＡＳＤ４０６の書込み更新が行われたホ
スト・アプリケーション時間は、更新時間６１０に記録
される。特定のレコード・データ６２０は、各レコード
更新ごとのカウント／キー／データ（ＣＫＤ）フィール
ドを提供する。最後に、順序番号６３０は、読み取られ
たレコード・セット全体がＰＤＭ４０４に転送されたか
どうかを示すために順序番号６０５と比較される。
【００４６】一次ＤＡＳＤ４０６でレコード更新が書き
込まれたのと同じ順序でＳＤＭ４１４がそのレコード更
新をコピーできるように、ソフトウェア・グループが呼
び出した整合性グループで更新レコードが処理される。
整合性グループを作成するのに使用する情報（すべての
記憶制御装置４０５から収集したすべてのレコード・セ
ットにわたる）は、操作タイム・スタンプ５０２、時間
間隔グループ番号５０３、グループ内順序番号５０４、
一次制御装置ＳＳＩＤ５０５、レコード読取り時間５０
７、一次装置アドレス６０１、一次ＳＳＩＤ６０３、お
よび状況フラグ６０４を含む。１つの時間間隔グループ
用のすべてのレコードがＳＤＭ４１４側で各記憶制御装
置４０５ごとに受け取られたかどうかを判別するのに使
用する情報は、時間間隔グループ番号５０３、グループ
内順序番号５０４、物理制御装置ＩＤ５０５、および一
次ＳＳＩＤ６０３を含む。完全復旧可能な一次ＤＡＳＤ
４０６のレコード更新と同等に二次ＤＡＳＤ４１６上に
レコード更新を配置するのに必要な情報は、二次ターゲ
ット・ボリューム５０６、ＣＣＨＨ６０２、一次ＤＡＳ
Ｄ書込み入出力タイプ６０６、検索引数６０７、セクタ
番号６０８、カウント６０９、更新時間６１０、および
特定のレコード・データ６２０を含む。
込まれたのと同じ順序でＳＤＭ４１４がそのレコード更
新をコピーできるように、ソフトウェア・グループが呼
び出した整合性グループで更新レコードが処理される。
整合性グループを作成するのに使用する情報（すべての
記憶制御装置４０５から収集したすべてのレコード・セ
ットにわたる）は、操作タイム・スタンプ５０２、時間
間隔グループ番号５０３、グループ内順序番号５０４、
一次制御装置ＳＳＩＤ５０５、レコード読取り時間５０
７、一次装置アドレス６０１、一次ＳＳＩＤ６０３、お
よび状況フラグ６０４を含む。１つの時間間隔グループ
用のすべてのレコードがＳＤＭ４１４側で各記憶制御装
置４０５ごとに受け取られたかどうかを判別するのに使
用する情報は、時間間隔グループ番号５０３、グループ
内順序番号５０４、物理制御装置ＩＤ５０５、および一
次ＳＳＩＤ６０３を含む。完全復旧可能な一次ＤＡＳＤ
４０６のレコード更新と同等に二次ＤＡＳＤ４１６上に
レコード更新を配置するのに必要な情報は、二次ターゲ
ット・ボリューム５０６、ＣＣＨＨ６０２、一次ＤＡＳ
Ｄ書込み入出力タイプ６０６、検索引数６０７、セクタ
番号６０８、カウント６０９、更新時間６１０、および
特定のレコード・データ６２０を含む。
【００４７】図７および図８は、復旧時間とジャーナル
転送時間を単純化した現行ジャーナル内容を記述するた
めの状態テーブル７００とマスタ・ジャーナル８００を
それぞれ示す。状態テーブル７００は、ＰＤＭ４０４ま
たはＳＤＭ４１４のいずれかが収集した構成情報を提供
し、一次記憶制御装置のセッションＩＤ（ＳＳＩＤ番
号）およびその制御装置でのボリュームと、対応する二
次記憶制御装置のセッションＩＤおよび対応するボリュ
ームとを含む。このため、構成情報は、どの一次ボリュ
ーム７１０または一次ＤＡＳＤエクステントが二次ボリ
ューム７１１または二次ＤＡＳＤエクステントにマッピ
ングされるかを追跡する。状態テーブル７００まで単純
に拡張して部分ボリューム・エクステント７１２（ＣＣ
ＨＨからＣＣＨＨまで）を示す場合、部分ボリューム遠
隔コピーは、ここに記載するのと同じ非同期遠隔コピー
方法を使用して達成できるが、完全ボリュームの場合よ
り細分性（トラックまたはエクステント）はより細かく
なる。
転送時間を単純化した現行ジャーナル内容を記述するた
めの状態テーブル７００とマスタ・ジャーナル８００を
それぞれ示す。状態テーブル７００は、ＰＤＭ４０４ま
たはＳＤＭ４１４のいずれかが収集した構成情報を提供
し、一次記憶制御装置のセッションＩＤ（ＳＳＩＤ番
号）およびその制御装置でのボリュームと、対応する二
次記憶制御装置のセッションＩＤおよび対応するボリュ
ームとを含む。このため、構成情報は、どの一次ボリュ
ーム７１０または一次ＤＡＳＤエクステントが二次ボリ
ューム７１１または二次ＤＡＳＤエクステントにマッピ
ングされるかを追跡する。状態テーブル７００まで単純
に拡張して部分ボリューム・エクステント７１２（ＣＣ
ＨＨからＣＣＨＨまで）を示す場合、部分ボリューム遠
隔コピーは、ここに記載するのと同じ非同期遠隔コピー
方法を使用して達成できるが、完全ボリュームの場合よ
り細分性（トラックまたはエクステント）はより細かく
なる。
【００４８】マスタ・ジャーナル８００は、整合性グル
ープ番号、ジャーナル・ボリューム上の位置、および操
作タイム・スタンプを含む。また、マスタ・ジャーナル
８００は、整合性グループにグループ化した特定のレコ
ード更新を維持する。状態テーブル７００とマスタ・ジ
ャーナル８００は、災害復旧をサポートするため、一次
システム４１０がもはや存在しないスタンドアロン環境
で動作できなければならない。
ープ番号、ジャーナル・ボリューム上の位置、および操
作タイム・スタンプを含む。また、マスタ・ジャーナル
８００は、整合性グループにグループ化した特定のレコ
ード更新を維持する。状態テーブル７００とマスタ・ジ
ャーナル８００は、災害復旧をサポートするため、一次
システム４１０がもはや存在しないスタンドアロン環境
で動作できなければならない。
【００４９】制御項目全体が正しく書き込まれるように
するため、タイム・スタンプ制御は各マスタ・ジャーナ
ル８００の前後に置かれる。このタイム・スタンプ制御
は、さらに二次ＤＡＳＤ４１７に書き込まれる。制御要
素は二重項目（１）および（２）を含み、次に示す例の
ように一方の項目が必ず現行項目になる。 （１）タイム・スタンプ制御｜制御情報｜タイム・スタ
ンプ制御 （２）タイム・スタンプ制御｜制御情報｜タイム・スタ
ンプ制御 いかなる時点でも、（１）または（２）のいずれかの項
目が現行または有効項目になるが、有効項目は前後に等
しいタイム・スタンプ制御を持つ項目である。災害復旧
では、制御情報を得るために、最新のタイム・スタンプ
を持つ有効項目を使用する。この制御情報は、状態情報
（記憶制御装置、装置、および適用される整合性グルー
プに関する環境情報）とともに、二次記憶制御装置４１
５にどのレコード更新が適用されたかを判別するのに使
用する。
するため、タイム・スタンプ制御は各マスタ・ジャーナ
ル８００の前後に置かれる。このタイム・スタンプ制御
は、さらに二次ＤＡＳＤ４１７に書き込まれる。制御要
素は二重項目（１）および（２）を含み、次に示す例の
ように一方の項目が必ず現行項目になる。 （１）タイム・スタンプ制御｜制御情報｜タイム・スタ
ンプ制御 （２）タイム・スタンプ制御｜制御情報｜タイム・スタ
ンプ制御 いかなる時点でも、（１）または（２）のいずれかの項
目が現行または有効項目になるが、有効項目は前後に等
しいタイム・スタンプ制御を持つ項目である。災害復旧
では、制御情報を得るために、最新のタイム・スタンプ
を持つ有効項目を使用する。この制御情報は、状態情報
（記憶制御装置、装置、および適用される整合性グルー
プに関する環境情報）とともに、二次記憶制御装置４１
５にどのレコード更新が適用されたかを判別するのに使
用する。
【００５０】整合性グループ 所定の時間間隔の間にすべての一次記憶制御装置４０５
にわたるすべての読取りレコード・セットが二次側４３
１で受け取られると、ＳＤＭ４１４は、受け取った制御
情報を解釈し、レコード更新が最初に一次ＤＡＳＤ４０
６上で書き込まれたのと同じ順序でそのレコード更新が
適用されるように、受け取った読取りレコード・セット
をレコード更新・グループとして二次ＤＡＳＤ４１６に
適用する。このため、一次側アプリケーションの順序
（データ保全性）整合性はすべて二次側４３１で維持さ
れる。このプロセスは、以下、整合性グループの形成と
呼ぶ。整合性グループの形成は、次のような仮定に基づ
いて行われる。（Ａ）独立しているアプリケーション書
込みが制御装置の順序命令に違反しない場合は、どのよ
うな順序でもアプリケーション書込みを実行できる。
（Ｂ）従属しているアプリケーション書込みは、タイム
・スタンプの順に実行しなければならないため、アプリ
ケーションは、書込み番号１から制御装置終了、装置終
了を受け取る前に従属書込み番号２を実行することがで
きない。（Ｃ）第二の書込みは必ず（１）遅いタイム・
スタンプを持つ第一の書込みと同じレコード・セット整
合性グループに入るか、（２）後続のレコード・セット
整合性グループに入る。
にわたるすべての読取りレコード・セットが二次側４３
１で受け取られると、ＳＤＭ４１４は、受け取った制御
情報を解釈し、レコード更新が最初に一次ＤＡＳＤ４０
６上で書き込まれたのと同じ順序でそのレコード更新が
適用されるように、受け取った読取りレコード・セット
をレコード更新・グループとして二次ＤＡＳＤ４１６に
適用する。このため、一次側アプリケーションの順序
（データ保全性）整合性はすべて二次側４３１で維持さ
れる。このプロセスは、以下、整合性グループの形成と
呼ぶ。整合性グループの形成は、次のような仮定に基づ
いて行われる。（Ａ）独立しているアプリケーション書
込みが制御装置の順序命令に違反しない場合は、どのよ
うな順序でもアプリケーション書込みを実行できる。
（Ｂ）従属しているアプリケーション書込みは、タイム
・スタンプの順に実行しなければならないため、アプリ
ケーションは、書込み番号１から制御装置終了、装置終
了を受け取る前に従属書込み番号２を実行することがで
きない。（Ｃ）第二の書込みは必ず（１）遅いタイム・
スタンプを持つ第一の書込みと同じレコード・セット整
合性グループに入るか、（２）後続のレコード・セット
整合性グループに入る。
【００５１】図９を参照して説明すると、同図には、記
憶制御装置ＳＳＩＤ１、ＳＳＩＤ２、およびＳＳＩＤ３
など（記憶制御装置はいくつでも含めることができる
が、この例では明解にするため３つ使用する）に関する
整合性グループの形成例（整合性グループは一次側４２
１または二次側４３１のいずれにも形成できるはずであ
る）が示されている。時間間隔Ｔ１、Ｔ２、およびＴ３
は昇順に発生するものと想定する。時間間隔Ｔ１の操作
タイム・スタンプ５０２は、記憶制御装置ＳＳＩＤ１、
ＳＳＩＤ２、およびＳＳＩＤ３について設定されてい
る。ＰＤＭ４０４は、時間間隔Ｔ１〜Ｔ３の間に記憶制
御装置ＳＳＩＤ１、２、および３からレコード・セット
・データを入手する。時間間隔Ｔ１のＳＳＩＤ１、２、
および３に関するレコード・セットは、時間間隔グルー
プ１であるＧ１（時間間隔グループ番号５０３）に割り
当てられる。グループ内順序番号５０４は、ＳＳＩＤ
１、２、および３のそれぞれについて示され、この場
合、ＳＳＩＤ１は１１：５９、１２：００、および１
２：０１に３つの更新を持ち、ＳＳＩＤ２は１２：００
および１２：０２に２つの更新を持ち、ＳＳＩＤ３は１
１：５８、１１：５９、および１２：０２に３つの更新
を持つ。時間間隔Ｔ２およびＴ３のレコード・セットは
列挙されているが、簡略化のため、更新時間の例は示さ
れていない。
憶制御装置ＳＳＩＤ１、ＳＳＩＤ２、およびＳＳＩＤ３
など（記憶制御装置はいくつでも含めることができる
が、この例では明解にするため３つ使用する）に関する
整合性グループの形成例（整合性グループは一次側４２
１または二次側４３１のいずれにも形成できるはずであ
る）が示されている。時間間隔Ｔ１、Ｔ２、およびＴ３
は昇順に発生するものと想定する。時間間隔Ｔ１の操作
タイム・スタンプ５０２は、記憶制御装置ＳＳＩＤ１、
ＳＳＩＤ２、およびＳＳＩＤ３について設定されてい
る。ＰＤＭ４０４は、時間間隔Ｔ１〜Ｔ３の間に記憶制
御装置ＳＳＩＤ１、２、および３からレコード・セット
・データを入手する。時間間隔Ｔ１のＳＳＩＤ１、２、
および３に関するレコード・セットは、時間間隔グルー
プ１であるＧ１（時間間隔グループ番号５０３）に割り
当てられる。グループ内順序番号５０４は、ＳＳＩＤ
１、２、および３のそれぞれについて示され、この場
合、ＳＳＩＤ１は１１：５９、１２：００、および１
２：０１に３つの更新を持ち、ＳＳＩＤ２は１２：００
および１２：０２に２つの更新を持ち、ＳＳＩＤ３は１
１：５８、１１：５９、および１２：０２に３つの更新
を持つ。時間間隔Ｔ２およびＴ３のレコード・セットは
列挙されているが、簡略化のため、更新時間の例は示さ
れていない。
【００５２】ここで、二次側４３１で受け取った制御情
報およびレコード更新に基づいて、整合性グループＮを
生成することができる。時間間隔グループ番号１のレコ
ード更新が時間間隔グループ番号２のレコード更新より
遅くならないようにするため、記憶制御装置ＳＳＩＤ
１、２、および３のそれぞれの最後のレコード更新の最
も早い読取りレコード・セット時間と等しい、最小時間
が設定される。この例では、最小時間は１２：０１にな
る。最小時間と等しいかそれ以上の読取りレコード・セ
ット時間を有するレコード更新はすべて整合性グループ
Ｎ＋１に含まれる。１つのボリュームに対する２つのレ
コード更新時間が等しい場合、シスプレックス・クロッ
ク４０７の十分な解像度が与えられる可能性はほとんど
ないが、時間間隔グループＮ内の早い順序番号を持つレ
コード更新は、整合性グループＮ用のそのグループとと
もに保管される。ここで、レコード更新は、読取りレコ
ード・セット時間に基づいて順序づけされる。複数のレ
コード更新の時間が等しい場合、小さい順序番号を持つ
レコード更新は、大きい順序番号を持つレコード更新の
前に置かれる。これに対して、複数のレコード更新のタ
イム・スタンプが等しいが、ボリュームが異なる場合
は、そのレコード更新が同じ整合性グループに保管され
ている限り、任意の順序にすることができる。
報およびレコード更新に基づいて、整合性グループＮを
生成することができる。時間間隔グループ番号１のレコ
ード更新が時間間隔グループ番号２のレコード更新より
遅くならないようにするため、記憶制御装置ＳＳＩＤ
１、２、および３のそれぞれの最後のレコード更新の最
も早い読取りレコード・セット時間と等しい、最小時間
が設定される。この例では、最小時間は１２：０１にな
る。最小時間と等しいかそれ以上の読取りレコード・セ
ット時間を有するレコード更新はすべて整合性グループ
Ｎ＋１に含まれる。１つのボリュームに対する２つのレ
コード更新時間が等しい場合、シスプレックス・クロッ
ク４０７の十分な解像度が与えられる可能性はほとんど
ないが、時間間隔グループＮ内の早い順序番号を持つレ
コード更新は、整合性グループＮ用のそのグループとと
もに保管される。ここで、レコード更新は、読取りレコ
ード・セット時間に基づいて順序づけされる。複数のレ
コード更新の時間が等しい場合、小さい順序番号を持つ
レコード更新は、大きい順序番号を持つレコード更新の
前に置かれる。これに対して、複数のレコード更新のタ
イム・スタンプが等しいが、ボリュームが異なる場合
は、そのレコード更新が同じ整合性グループに保管され
ている限り、任意の順序にすることができる。
【００５３】一次記憶制御装置４０５が、指定の時間間
隔の間に読取りレコード・セットへの応答を完了しなか
った場合、その一次記憶制御装置４０５が完了するま
で、整合性グループを形成することはできない。一次記
憶制御装置４０５がその操作を完了しなかった場合は、
未着割込みのために、システムの未着割込みハンドラが
制御権を受け取り、操作が終了する。これに対して、一
次記憶制御装置４０５が適切な時間に操作を完了した場
合は、入出力が完了に至り、通常操作が続行される。整
合性グループの形成では、一次記憶制御装置４０５に対
する書込み操作にタイム・スタンプが付けられると予想
される。しかし、プログラムによっては、タイム・スタ
ンプが付けられずに書込みが生成されるものもある。こ
の場合、一次記憶制御装置４０５は、タイム・スタンプ
としてゼロを返す。整合性グループの形成は、データが
読み取られたタイム・スタンプに基づいて、タイム・ス
タンプを持たないこれらのレコードの境界を示すことが
できる。整合性グループの時間別にレコード更新の境界
を容易に示せないほど、タイム・スタンプを持たないレ
コード更新が一定の時間間隔の間に多数発生した場合、
二重ボリュームが同期していないというエラーが発生す
る可能性がある。
隔の間に読取りレコード・セットへの応答を完了しなか
った場合、その一次記憶制御装置４０５が完了するま
で、整合性グループを形成することはできない。一次記
憶制御装置４０５がその操作を完了しなかった場合は、
未着割込みのために、システムの未着割込みハンドラが
制御権を受け取り、操作が終了する。これに対して、一
次記憶制御装置４０５が適切な時間に操作を完了した場
合は、入出力が完了に至り、通常操作が続行される。整
合性グループの形成では、一次記憶制御装置４０５に対
する書込み操作にタイム・スタンプが付けられると予想
される。しかし、プログラムによっては、タイム・スタ
ンプが付けられずに書込みが生成されるものもある。こ
の場合、一次記憶制御装置４０５は、タイム・スタンプ
としてゼロを返す。整合性グループの形成は、データが
読み取られたタイム・スタンプに基づいて、タイム・ス
タンプを持たないこれらのレコードの境界を示すことが
できる。整合性グループの時間別にレコード更新の境界
を容易に示せないほど、タイム・スタンプを持たないレ
コード更新が一定の時間間隔の間に多数発生した場合、
二重ボリュームが同期していないというエラーが発生す
る可能性がある。
【００５４】図１０および図１１は、整合性グループを
形成する方法を示す流れ図である。図１０を参照して説
明すると、このプロセスは、ステップ１０００から始ま
り、一次側４２１が、行うべき遠隔データ・シャドーイ
ングを確立する。ステップ１０１０では、シスプレック
ス・クロック４０７を同期クロック（図４）として使用
して、すべてのアプリケーション入出力操作にタイム・
スタンプが付けられる。ＰＤＭ４０４は、ステップ１０
２０で各一次記憶制御装置４０５との遠隔データ・シャ
ドーイング・セッションを開始するが、このステップ
は、データまたはレコードがシャドーイングされる一次
ボリュームの識別を含む。ステップ１０３０では、各ア
プリケーションＷＲＩＴＥ入出力操作（図６を参照）ご
とに一次記憶制御装置４０５によってレコード・セット
情報６００がトラッピングされる。
形成する方法を示す流れ図である。図１０を参照して説
明すると、このプロセスは、ステップ１０００から始ま
り、一次側４２１が、行うべき遠隔データ・シャドーイ
ングを確立する。ステップ１０１０では、シスプレック
ス・クロック４０７を同期クロック（図４）として使用
して、すべてのアプリケーション入出力操作にタイム・
スタンプが付けられる。ＰＤＭ４０４は、ステップ１０
２０で各一次記憶制御装置４０５との遠隔データ・シャ
ドーイング・セッションを開始するが、このステップ
は、データまたはレコードがシャドーイングされる一次
ボリュームの識別を含む。ステップ１０３０では、各ア
プリケーションＷＲＩＴＥ入出力操作（図６を参照）ご
とに一次記憶制御装置４０５によってレコード・セット
情報６００がトラッピングされる。
【００５５】ステップ１０４０は、前述の通り、アテン
ション・メッセージを含むプロンプト、所定のタイミン
グ間隔、または読取りレコード数増加の通知に応じて、
ＰＤＭ４０４が、捕捉したレコード・セット情報６００
を各一次記憶制御装置４０５から読み取ることを含む。
ステップ１０５０でＰＤＭ４０４がレコード・セットの
読取りを開始すると、ＰＤＭ４０４は、各レコード・セ
ットの前に特定のジャーナル・レコード（ジャーナル・
レコードは、接頭部ヘッダ５００と、レコード・セット
情報６００を含む）を作成するための接頭部ヘッダ５０
０（図５を参照）を付ける。このジャーナル・レコード
には、二次側４３１（または一次側４２１）で整合性グ
ループを形成するのに必要な制御情報（およびレコー
ド）が含まれる。
ション・メッセージを含むプロンプト、所定のタイミン
グ間隔、または読取りレコード数増加の通知に応じて、
ＰＤＭ４０４が、捕捉したレコード・セット情報６００
を各一次記憶制御装置４０５から読み取ることを含む。
ステップ１０５０でＰＤＭ４０４がレコード・セットの
読取りを開始すると、ＰＤＭ４０４は、各レコード・セ
ットの前に特定のジャーナル・レコード（ジャーナル・
レコードは、接頭部ヘッダ５００と、レコード・セット
情報６００を含む）を作成するための接頭部ヘッダ５０
０（図５を参照）を付ける。このジャーナル・レコード
には、二次側４３１（または一次側４２１）で整合性グ
ループを形成するのに必要な制御情報（およびレコー
ド）が含まれる。
【００５６】ステップ１０６０では、ＰＤＭ４０４が通
信リンク４０８を介して（整合性グループがそこで形成
される場合は、同じデータ・ムーバ・システム内で）Ｓ
ＤＭ４１４に生成したジャーナル・レコードを送信す
る。ＳＤＭ４１４は、ステップ１０７０で状態テーブル
７００を使用し、データ・シャドーイング・セッション
用に確立した各時間間隔グループおよび一次記憶制御装
置４０５ごとに、受け取ったレコード更新をグループ番
号別および順序番号別に収集する。ステップ１０８０で
ＳＤＭ４１４は、ジャーナル・レコードを検査し、各時
間間隔グループごとにすべてのレコード情報を受け取っ
たかどうかを判別する。ジャーナル・レコードが不完全
な場合は、ステップ１０８５によって、ＳＤＭ４１４は
ＰＤＭ４０４に必要なレコード・セットを再送信するよ
う通知する。ＰＤＭ４０４が正しく再送信できない場合
は、二重ボリューム対に障害が発生している。ジャーナ
ル・レコードが完全な場合は、ＳＤＭ４１４による整合
性グループの形成を含むステップ１０９０が実行され
る。
信リンク４０８を介して（整合性グループがそこで形成
される場合は、同じデータ・ムーバ・システム内で）Ｓ
ＤＭ４１４に生成したジャーナル・レコードを送信す
る。ＳＤＭ４１４は、ステップ１０７０で状態テーブル
７００を使用し、データ・シャドーイング・セッション
用に確立した各時間間隔グループおよび一次記憶制御装
置４０５ごとに、受け取ったレコード更新をグループ番
号別および順序番号別に収集する。ステップ１０８０で
ＳＤＭ４１４は、ジャーナル・レコードを検査し、各時
間間隔グループごとにすべてのレコード情報を受け取っ
たかどうかを判別する。ジャーナル・レコードが不完全
な場合は、ステップ１０８５によって、ＳＤＭ４１４は
ＰＤＭ４０４に必要なレコード・セットを再送信するよ
う通知する。ＰＤＭ４０４が正しく再送信できない場合
は、二重ボリューム対に障害が発生している。ジャーナ
ル・レコードが完全な場合は、ＳＤＭ４１４による整合
性グループの形成を含むステップ１０９０が実行され
る。
【００５７】図１１を参照すると、同図には、整合性グ
ループを形成するためのステップ１０９０（図１０）を
表すステップ１１００〜１１６０が示されている。整合
性グループの形成は、ステップ１１００から始まるが、
このステップでは、各ソフトウェア整合性グループが二
次ＤＡＳＤ４１７（図４）上のＳＤＭ４１４ジャーナル
・ログ（"hardened"）に書き込まれる。ステップ１１１
０は、時間間隔グループが完全かどうかを判別するテス
トを実行する。すなわち、各一時記憶制御装置４０５
は、少なくとも１つの読取りレコード・セット・バッフ
ァを提示したか、レコード・セット・バッファ内にこの
ようなレコード更新が置かれていないという確認をＰＤ
Ｍ４０４から受け取らなければならず、しかもデータ
（またはヌル）を持つすべての読取りレコード・セット
・バッファがＳＤＭ４１４によって受け取られていなけ
ればならない。時間間隔グループが不完全な場合は、ス
テップ１１１０は、必要なデータが受け取られるまで、
一次記憶制御装置４０５からのレコード・セットの読取
りを再試行する。エラーが発生した場合は、特定の１つ
または複数の二重ボリューム対に障害が発生している可
能性がある。完全な時間間隔グループを受け取ると、ス
テップ１１２０は、第一の整合性グループ・ジャーナル
・レコードを判別する。この第一（または現行）の整合
性グループ・ジャーナル・レコードとは、最も早い操作
タイム・スタンプ５０２と、同じ操作タイム・スタンプ
５０２を持つすべてのレコードの最も早い更新時間６１
０とを含むレコードである。
ループを形成するためのステップ１０９０（図１０）を
表すステップ１１００〜１１６０が示されている。整合
性グループの形成は、ステップ１１００から始まるが、
このステップでは、各ソフトウェア整合性グループが二
次ＤＡＳＤ４１７（図４）上のＳＤＭ４１４ジャーナル
・ログ（"hardened"）に書き込まれる。ステップ１１１
０は、時間間隔グループが完全かどうかを判別するテス
トを実行する。すなわち、各一時記憶制御装置４０５
は、少なくとも１つの読取りレコード・セット・バッフ
ァを提示したか、レコード・セット・バッファ内にこの
ようなレコード更新が置かれていないという確認をＰＤ
Ｍ４０４から受け取らなければならず、しかもデータ
（またはヌル）を持つすべての読取りレコード・セット
・バッファがＳＤＭ４１４によって受け取られていなけ
ればならない。時間間隔グループが不完全な場合は、ス
テップ１１１０は、必要なデータが受け取られるまで、
一次記憶制御装置４０５からのレコード・セットの読取
りを再試行する。エラーが発生した場合は、特定の１つ
または複数の二重ボリューム対に障害が発生している可
能性がある。完全な時間間隔グループを受け取ると、ス
テップ１１２０は、第一の整合性グループ・ジャーナル
・レコードを判別する。この第一（または現行）の整合
性グループ・ジャーナル・レコードとは、最も早い操作
タイム・スタンプ５０２と、同じ操作タイム・スタンプ
５０２を持つすべてのレコードの最も早い更新時間６１
０とを含むレコードである。
【００５８】ステップ１１３０は、現行整合性グループ
・ジャーナル・レコードに含まれるレコードを検査し
て、どのレコードがそこに最後に含めるレコードかを判
別する（一部のレコードは除去され、次の整合性グルー
プ・ジャーナル・レコードに含まれる）。現行整合性グ
ループ・ジャーナル・レコードの最後のレコードは、各
一次記憶制御装置４０５ごとに最大更新時間のうちの最
小更新時間（最小時間）として判別される（つまり、各
一次記憶制御装置４０５の最後の更新が比較され、これ
らのうちの最も早いものだけが現行整合性グループ・ジ
ャーナル・レコードに残る）。
・ジャーナル・レコードに含まれるレコードを検査し
て、どのレコードがそこに最後に含めるレコードかを判
別する（一部のレコードは除去され、次の整合性グルー
プ・ジャーナル・レコードに含まれる）。現行整合性グ
ループ・ジャーナル・レコードの最後のレコードは、各
一次記憶制御装置４０５ごとに最大更新時間のうちの最
小更新時間（最小時間）として判別される（つまり、各
一次記憶制御装置４０５の最後の更新が比較され、これ
らのうちの最も早いものだけが現行整合性グループ・ジ
ャーナル・レコードに残る）。
【００５９】現行整合性グループ・ジャーナル・レコー
ドに残っているこれらのレコード更新は、ステップ１１
４０で、更新時間６１０とグループ内順序番号５０４に
応じて順序付けされる。レコード更新を持たない一次記
憶制御装置４０５は、整合性グループに関与しない。ス
テップ１１５０では、現行整合性グループの残っている
レコード更新（最小時間より遅い更新時間を持つもの）
が、次の整合性グループに渡される。それぞれのグルー
プ内順序番号５０４は、空バッファで終わり、その操作
時間間隔の間にすべての読取りレコード・セットが読み
取られたことを示すはずである。空バッファがない場合
は、現行ソフトウェア整合性グループ内の最後のレコー
ドを定義するステップ１１２０を、レコード読取り時間
５０７および更新時間６１０と併せ使用して、一次記憶
制御装置４０５におけるアプリケーションＷＲＩＴＥ入
出力操作の正しい順序を決定することができる。
ドに残っているこれらのレコード更新は、ステップ１１
４０で、更新時間６１０とグループ内順序番号５０４に
応じて順序付けされる。レコード更新を持たない一次記
憶制御装置４０５は、整合性グループに関与しない。ス
テップ１１５０では、現行整合性グループの残っている
レコード更新（最小時間より遅い更新時間を持つもの）
が、次の整合性グループに渡される。それぞれのグルー
プ内順序番号５０４は、空バッファで終わり、その操作
時間間隔の間にすべての読取りレコード・セットが読み
取られたことを示すはずである。空バッファがない場合
は、現行ソフトウェア整合性グループ内の最後のレコー
ドを定義するステップ１１２０を、レコード読取り時間
５０７および更新時間６１０と併せ使用して、一次記憶
制御装置４０５におけるアプリケーションＷＲＩＴＥ入
出力操作の正しい順序を決定することができる。
【００６０】ステップ１１６０は、完全災害復旧の制約
の下で特定の書込み更新が二次ＤＡＳＤ４１６に適用さ
れる、遠隔データ・シャドーイング・プロセスのバック
エンドを表している。二次ＤＡＳＤ４１６に更新内容を
書き込む際に入出力エラーが発生するか、または二次側
４３１全体が停止し、最初期設定された場合は、書込み
プロセスに入っていた整合性グループ全体を最初から再
適用することができる。このため、どの二次ＤＡＳＤ４
１６の入出力が行われたか、どの入出力が行われなかっ
たか、どの入出力が処理中かなどを追跡せずに、遠隔シ
ャドーイングを行うことができる。
の下で特定の書込み更新が二次ＤＡＳＤ４１６に適用さ
れる、遠隔データ・シャドーイング・プロセスのバック
エンドを表している。二次ＤＡＳＤ４１６に更新内容を
書き込む際に入出力エラーが発生するか、または二次側
４３１全体が停止し、最初期設定された場合は、書込み
プロセスに入っていた整合性グループ全体を最初から再
適用することができる。このため、どの二次ＤＡＳＤ４
１６の入出力が行われたか、どの入出力が行われなかっ
たか、どの入出力が処理中かなどを追跡せずに、遠隔シ
ャドーイングを行うことができる。
【００６１】二次入出力書込み ステップ１１６０の重要な構成要素は、二次側４３１が
一次側４２１から後れをとらないように、ＰＤＭ４１４
によってレコードが二次ＤＡＳＤ４１６に効率よく書き
込まれることである。必要な効率は、主に、様々な二次
ＤＡＳＤ４１６への複数の入出力操作を同時に実行する
ことによって達成される。二次ＤＡＳＤ４１６を一度に
１つずつ連続して書き込むと、二次側４３１は一次側４
２１からかなり遅れてしまう恐れがある。単一チャネル
・コマンド・ワード（ＣＣＷ）連鎖を介して単一の二次
装置宛ての整合性グループごとにレコードを書き込め
ば、二次側４３１ではさらに高い効率が得られる。それ
ぞれの単一ＣＣＷ連鎖内では、そこで行われる各二次Ｄ
ＡＳＤ４１６のデータ・トラックへの入出力操作が一次
ボリュームでの発生順に維持されている限り、その入出
力操作をさらに最適化することができる。
一次側４２１から後れをとらないように、ＰＤＭ４１４
によってレコードが二次ＤＡＳＤ４１６に効率よく書き
込まれることである。必要な効率は、主に、様々な二次
ＤＡＳＤ４１６への複数の入出力操作を同時に実行する
ことによって達成される。二次ＤＡＳＤ４１６を一度に
１つずつ連続して書き込むと、二次側４３１は一次側４
２１からかなり遅れてしまう恐れがある。単一チャネル
・コマンド・ワード（ＣＣＷ）連鎖を介して単一の二次
装置宛ての整合性グループごとにレコードを書き込め
ば、二次側４３１ではさらに高い効率が得られる。それ
ぞれの単一ＣＣＷ連鎖内では、そこで行われる各二次Ｄ
ＡＳＤ４１６のデータ・トラックへの入出力操作が一次
ボリュームでの発生順に維持されている限り、その入出
力操作をさらに最適化することができる。
【００６２】特定の整合性グループ用の二次入出力操作
を単一ＣＣＷ連鎖内で最適化する場合、一部は一次書込
み入出力操作のパターンに基づいて行われ、一部は二次
ＤＡＳＤ４１６の物理特性に基づいて行われる。最適化
は、二次ＤＡＳＤ４１６がカウント／キー／データ（Ｃ
ＫＤ）か、拡張カウント／キー／データ（ＥＣＫＤ）
か、固定ブロック方式（ＦＢＡ）かなどに応じて、多少
変化する可能性がある。その結果、所与の時間間隔の間
に１つの一次ＤＡＳＤ４０６に対して行われる複数のＷ
ＲＩＴＥ入出力（ｍ）は、１つの二次ＤＡＳＤ４１６の
ボリュームに対する単一のＳＴＡＲＴ入出力操作に削減
することができる。このように二次記憶制御装置４１５
に対するＳＴＡＲＴ入出力の回数をｍ：１に最適化する
と、二次ＤＡＳＤ４１６は後れをとらずに済み、それに
より、一次側４２１のレコード更新をもっと精密にシャ
ドーイングすることができる。
を単一ＣＣＷ連鎖内で最適化する場合、一部は一次書込
み入出力操作のパターンに基づいて行われ、一部は二次
ＤＡＳＤ４１６の物理特性に基づいて行われる。最適化
は、二次ＤＡＳＤ４１６がカウント／キー／データ（Ｃ
ＫＤ）か、拡張カウント／キー／データ（ＥＣＫＤ）
か、固定ブロック方式（ＦＢＡ）かなどに応じて、多少
変化する可能性がある。その結果、所与の時間間隔の間
に１つの一次ＤＡＳＤ４０６に対して行われる複数のＷ
ＲＩＴＥ入出力（ｍ）は、１つの二次ＤＡＳＤ４１６の
ボリュームに対する単一のＳＴＡＲＴ入出力操作に削減
することができる。このように二次記憶制御装置４１５
に対するＳＴＡＲＴ入出力の回数をｍ：１に最適化する
と、二次ＤＡＳＤ４１６は後れをとらずに済み、それに
より、一次側４２１のレコード更新をもっと精密にシャ
ドーイングすることができる。
【００６３】正常な遠隔データ・シャドーイングとそれ
による二次入出力の最適化の重要点は、一貫性のあるコ
ピーを復旧に使用できるように、二次ＤＡＳＤ４１６に
対して同時に行う複数の入出力操作のいずれかで発生す
る回復不能エラーを最小限にすることである。所与の二
次書込みで失敗すると、その後の従属書込みが条件付け
書込みを伴わずに記録される恐れがある（たとえば、実
際にはデータベース用の実際の更新書込みが失敗に終わ
っているのにデータベース・レコードが更新されたこと
を示すログ項目は、二次ＤＡＳＤ４１６のコピーの順序
整合性に違反する）。
による二次入出力の最適化の重要点は、一貫性のあるコ
ピーを復旧に使用できるように、二次ＤＡＳＤ４１６に
対して同時に行う複数の入出力操作のいずれかで発生す
る回復不能エラーを最小限にすることである。所与の二
次書込みで失敗すると、その後の従属書込みが条件付け
書込みを伴わずに記録される恐れがある（たとえば、実
際にはデータベース用の実際の更新書込みが失敗に終わ
っているのにデータベース・レコードが更新されたこと
を示すログ項目は、二次ＤＡＳＤ４１６のコピーの順序
整合性に違反する）。
【００６４】その更新失敗が復旧されるまで、失敗した
二次ＤＡＳＤ４１６のコピーはアプリケーションの復旧
に使用できなくなる。失敗した更新は、ＳＤＭ４１４に
よってＰＤＭ４０４から現行コピーを要求することで修
正できるはずである。その間に二次データ・コピーは不
整合になり、そのため、ＰＤＭ４０４が現行更新で応答
し、それ以前の他のすべての更新がＰＤＭ４０４によっ
て処理されるまで使用できなくなる。通常、失敗した更
新の復旧に要する時間は、十分な災害復旧保護のために
受け入れられないほど長い非復旧ウィンドウを示す。
二次ＤＡＳＤ４１６のコピーはアプリケーションの復旧
に使用できなくなる。失敗した更新は、ＳＤＭ４１４に
よってＰＤＭ４０４から現行コピーを要求することで修
正できるはずである。その間に二次データ・コピーは不
整合になり、そのため、ＰＤＭ４０４が現行更新で応答
し、それ以前の他のすべての更新がＰＤＭ４０４によっ
て処理されるまで使用できなくなる。通常、失敗した更
新の復旧に要する時間は、十分な災害復旧保護のために
受け入れられないほど長い非復旧ウィンドウを示す。
【００６５】効果的な二次側４３１の入出力最適化は、
所与の整合性グループについて書き込まれるデータ・レ
コード・セットを検査し、ＥＣＫＤ方式などの二次ＤＡ
ＳＤ４１６の特定の方式の規則に基づいて連鎖を構築す
ることで実現される。ここに開示する最適化技法は、入
出力エラーが発生した場合に整合性グループを適用する
際に、ＣＣＷ連鎖を再実行できるように、または、二次
初期プログラム・ロード（ＩＰＬ）復旧の場合に、デー
タを紛失せずに整合性グループ全体を再適用できるよう
に、入出力エラーからの復旧を単純化するものである。
所与の整合性グループについて書き込まれるデータ・レ
コード・セットを検査し、ＥＣＫＤ方式などの二次ＤＡ
ＳＤ４１６の特定の方式の規則に基づいて連鎖を構築す
ることで実現される。ここに開示する最適化技法は、入
出力エラーが発生した場合に整合性グループを適用する
際に、ＣＣＷ連鎖を再実行できるように、または、二次
初期プログラム・ロード（ＩＰＬ）復旧の場合に、デー
タを紛失せずに整合性グループ全体を再適用できるよう
に、入出力エラーからの復旧を単純化するものである。
【００６６】図１２は、ＥＣＫＤ方式用のすべてのＷＲ
ＩＴＥ入出力の組合せに対応するＣＣＷ連鎖を構築する
ための完全整合性グループ復旧（ＦＣＧＲ）の規則を要
約して示すもので、ここではＣＣＨＨＲレコード形式が
使用される（シリンダ番号、ヘッド番号、レコード番
号）。図１２は、１つの整合性グループの範囲内でＤＡ
ＳＤトラックに対して行われるＷＲＩＴＥ入出力操作の
可能な組合せをそれぞれ検査することによって作成され
る。図１２のＦＣＧＲ規則（図１４および図１５に記載
する）は、整合性グループを適用する際のエラーについ
て完全復旧を行うためにデータ配置（二次ＤＡＳＤ４１
６の入出力書込みＣＣＷ連鎖）を管理する場合に従うも
のである。図１２に示すＦＣＧＲ規則は、新しいＷＲＩ
ＴＥ入出力操作が追加されるたびに適切に拡張されるこ
とになる。これらの規則は、二次側４３１のハードウェ
アまたはソフトウェアで実現することができる。ＦＣＧ
Ｒ規則は、同一ＤＡＳＤトラック分析に対するＲＥＡＤ
レコード・セットを、一次ＤＡＳＤ４０６のＷＲＩＴＥ
入出力タイプ、検索引数、およびカウント・フィールド
とキー・フィールドの検査に還元するので好都合であ
る。
ＩＴＥ入出力の組合せに対応するＣＣＷ連鎖を構築する
ための完全整合性グループ復旧（ＦＣＧＲ）の規則を要
約して示すもので、ここではＣＣＨＨＲレコード形式が
使用される（シリンダ番号、ヘッド番号、レコード番
号）。図１２は、１つの整合性グループの範囲内でＤＡ
ＳＤトラックに対して行われるＷＲＩＴＥ入出力操作の
可能な組合せをそれぞれ検査することによって作成され
る。図１２のＦＣＧＲ規則（図１４および図１５に記載
する）は、整合性グループを適用する際のエラーについ
て完全復旧を行うためにデータ配置（二次ＤＡＳＤ４１
６の入出力書込みＣＣＷ連鎖）を管理する場合に従うも
のである。図１２に示すＦＣＧＲ規則は、新しいＷＲＩ
ＴＥ入出力操作が追加されるたびに適切に拡張されるこ
とになる。これらの規則は、二次側４３１のハードウェ
アまたはソフトウェアで実現することができる。ＦＣＧ
Ｒ規則は、同一ＤＡＳＤトラック分析に対するＲＥＡＤ
レコード・セットを、一次ＤＡＳＤ４０６のＷＲＩＴＥ
入出力タイプ、検索引数、およびカウント・フィールド
とキー・フィールドの検査に還元するので好都合であ
る。
【００６７】図１２に示すように整合性グループの書込
み操作を検査せずにＤＡＳＤトラックが書き込まれる
と、前に書き込まれたデータ・レコードの再書込みがで
きなくなる可能性がある。たとえば、以下の内容の連鎖
があると想定する。 レコード５へのＷＲＩＴＥ ＵＰＤＡＴＥ レコード１へのＦＯＲＭＡＴ ＷＲＩＴＥ この場合、レコード１とレコード５は同じＤＡＳＤトラ
ックに存在し、レコード１がレコード５の前に置かれ
る。レコード５はＵＰＤＡＴＥ ＷＲＩＴＥ ＣＣＷに
よって更新されるが、ＦＯＲＭＡＴ ＷＲＩＴＥ入出力
ＣＣＷは、トラックの残りを消去してレコード１を更新
するため、レコード５は削除される。この連鎖を再実行
しなければならない場合、レコード５の先頭に配置する
ＬＯＣＡＴＥＲＥＣＯＲＤ ＣＣＷが位置決めポイント
を持たなくなる（レコード５が存在しなくなる）ため、
この連鎖は先頭から完全に回復することができない。一
次側４２１ですでに書込み操作が正常に行われているの
で、データの整合性と保全性を維持するには、二次ＤＡ
ＳＤ４１６上の整合性グループ全体をいつでも適用でき
ることが必要である。
み操作を検査せずにＤＡＳＤトラックが書き込まれる
と、前に書き込まれたデータ・レコードの再書込みがで
きなくなる可能性がある。たとえば、以下の内容の連鎖
があると想定する。 レコード５へのＷＲＩＴＥ ＵＰＤＡＴＥ レコード１へのＦＯＲＭＡＴ ＷＲＩＴＥ この場合、レコード１とレコード５は同じＤＡＳＤトラ
ックに存在し、レコード１がレコード５の前に置かれ
る。レコード５はＵＰＤＡＴＥ ＷＲＩＴＥ ＣＣＷに
よって更新されるが、ＦＯＲＭＡＴ ＷＲＩＴＥ入出力
ＣＣＷは、トラックの残りを消去してレコード１を更新
するため、レコード５は削除される。この連鎖を再実行
しなければならない場合、レコード５の先頭に配置する
ＬＯＣＡＴＥＲＥＣＯＲＤ ＣＣＷが位置決めポイント
を持たなくなる（レコード５が存在しなくなる）ため、
この連鎖は先頭から完全に回復することができない。一
次側４２１ですでに書込み操作が正常に行われているの
で、データの整合性と保全性を維持するには、二次ＤＡ
ＳＤ４１６上の整合性グループ全体をいつでも適用でき
ることが必要である。
【００６８】図１６のステップ１４１０〜１４７０は、
図１１のステップ１１６０によって表され、図１２に定
義されるＦＣＧＲ規則を使用するプロセスの詳細を示す
ものである。ステップ１４１０でＳＤＭ４１４は、現行
整合性グループの各種レコードを２つのカテゴリに分割
する。第一のカテゴリは、同じ二次ＤＡＳＤボリューム
向けの入出力命令を含み、第二のカテゴリは、第一のカ
テゴリに含まれるレコードのうち、同じＣＣＨＨ向けの
レコードの入出力命令を含む（すなわち、同じＤＡＳＤ
トラックに更新されるレコード）。
図１１のステップ１１６０によって表され、図１２に定
義されるＦＣＧＲ規則を使用するプロセスの詳細を示す
ものである。ステップ１４１０でＳＤＭ４１４は、現行
整合性グループの各種レコードを２つのカテゴリに分割
する。第一のカテゴリは、同じ二次ＤＡＳＤボリューム
向けの入出力命令を含み、第二のカテゴリは、第一のカ
テゴリに含まれるレコードのうち、同じＣＣＨＨ向けの
レコードの入出力命令を含む（すなわち、同じＤＡＳＤ
トラックに更新されるレコード）。
【００６９】現行整合性グループのレコードのカテゴリ
分類後、ステップ１４２０では、トラック上のデータ配
置を識別し、トラック／レコードのアドレス指定を行う
ために、アプリケーションのＷＲＩＴＥ入出力およびＳ
ＤＭ４１４のＷＲＩＴＥ入出力を二次ＤＡＳＤ４１６の
方式、たとえば、ＥＣＫＤ方式のＦＣＧＲ規則（図１２
を参照）に適合させる。ＳＤＭ４１４は、ステップ１４
３０で、同じボリュームに対する二次ＤＡＳＤのＷＲＩ
ＴＥ入出力操作を単一入出力ＣＣＷ連鎖にグループ分け
する。ステップ１４４０は、実際の二次ＤＡＳＤ４１６
の書込み用の検索引数と特定のレコード・データ（ＣＫ
Ｄフィールド）に応じて、それぞれの二次ＤＡＳＤ４１
６のヘッド・ディスク・アセンブリ（ＨＤＡ）を移動さ
せることを含む。
分類後、ステップ１４２０では、トラック上のデータ配
置を識別し、トラック／レコードのアドレス指定を行う
ために、アプリケーションのＷＲＩＴＥ入出力およびＳ
ＤＭ４１４のＷＲＩＴＥ入出力を二次ＤＡＳＤ４１６の
方式、たとえば、ＥＣＫＤ方式のＦＣＧＲ規則（図１２
を参照）に適合させる。ＳＤＭ４１４は、ステップ１４
３０で、同じボリュームに対する二次ＤＡＳＤのＷＲＩ
ＴＥ入出力操作を単一入出力ＣＣＷ連鎖にグループ分け
する。ステップ１４４０は、実際の二次ＤＡＳＤ４１６
の書込み用の検索引数と特定のレコード・データ（ＣＫ
Ｄフィールド）に応じて、それぞれの二次ＤＡＳＤ４１
６のヘッド・ディスク・アセンブリ（ＨＤＡ）を移動さ
せることを含む。
【００７０】ステップ１４５０では、後続の書込み操作
によって、前の書込み操作またはＤＡＳＤ検索引数（こ
こで消去されるレコードでの分割など）を無効にするか
どうかを判別するために図１２のＦＣＧＲ規則を使用し
て、第二のカテゴリ（通常、レコードを受け取るトラッ
クごとに１つずつ、複数の第二のカテゴリが存在する）
を構成するレコードについてＲＥＡＤ ＳＥＴ ＢＵＦ
ＦＥＲＳ１と２を比較する。ＦＣＧＲ規則に従うと、エ
ラーが発生した場合に、一次側４２１からレコード更新
を再度受け取らなくても、ＳＤＭ４１４は整合性グルー
プ全体を再書込みできるようになる。ＳＤＭ４１４が現
行整合性グループを二次ＤＡＳＤ４１６に適用した後、
ステップ１４６０では、状態テーブル（図７）とマスタ
・ジャーナル（図８）を更新する。
によって、前の書込み操作またはＤＡＳＤ検索引数（こ
こで消去されるレコードでの分割など）を無効にするか
どうかを判別するために図１２のＦＣＧＲ規則を使用し
て、第二のカテゴリ（通常、レコードを受け取るトラッ
クごとに１つずつ、複数の第二のカテゴリが存在する）
を構成するレコードについてＲＥＡＤ ＳＥＴ ＢＵＦ
ＦＥＲＳ１と２を比較する。ＦＣＧＲ規則に従うと、エ
ラーが発生した場合に、一次側４２１からレコード更新
を再度受け取らなくても、ＳＤＭ４１４は整合性グルー
プ全体を再書込みできるようになる。ＳＤＭ４１４が現
行整合性グループを二次ＤＡＳＤ４１６に適用した後、
ステップ１４６０では、状態テーブル（図７）とマスタ
・ジャーナル（図８）を更新する。
【００７１】ステップ１４７０は、次の整合性グループ
（現行整合性グループになるもの）を獲得して、処理を
ステップ１４１０に戻すので、遠隔コピー・プロセスは
リアルタイムで続行される。一次側４２１から二次側４
３１への通信が終了した場合、遠隔コピー・プロセスは
停止する。この通信は、ボリューム対がＰＤＭ４０４に
よってプロセスから削除された場合、一次側が破壊され
た場合（災害が発生した場合）、規則的な運転停止が行
われた場合、または二次側４３１で特定の引継ぎ処置が
行われた場合に終了することがある。二次側４３１でジ
ャーナル処理された整合性グループは、引継ぎ操作中に
二次ＤＡＳＤ４１６に適用することができる。一次側４
２１が捕捉したデータのうち、ＳＤＭ４１４によって完
全に受け取られていないデータだけが紛失する。
（現行整合性グループになるもの）を獲得して、処理を
ステップ１４１０に戻すので、遠隔コピー・プロセスは
リアルタイムで続行される。一次側４２１から二次側４
３１への通信が終了した場合、遠隔コピー・プロセスは
停止する。この通信は、ボリューム対がＰＤＭ４０４に
よってプロセスから削除された場合、一次側が破壊され
た場合（災害が発生した場合）、規則的な運転停止が行
われた場合、または二次側４３１で特定の引継ぎ処置が
行われた場合に終了することがある。二次側４３１でジ
ャーナル処理された整合性グループは、引継ぎ操作中に
二次ＤＡＳＤ４１６に適用することができる。一次側４
２１が捕捉したデータのうち、ＳＤＭ４１４によって完
全に受け取られていないデータだけが紛失する。
【００７２】要約すると、これまで同期および非同期遠
隔データ二重化システムについて説明してきた。同期遠
隔データ二重化システムは、記憶域ベースのリアルタイ
ム災害復旧機能を提供するが、この遠隔データ二重化シ
ステムは一次側と二次側を含む。二次側は、データ・シ
ャドーイングのために一次側から書込み入出力更新を同
期的に受け取るが、災害によって一次側が使用不能にな
った場合に二次側がリアルタイムのデータ可用性を提供
できるように、二次側は一次側から数千キロメートル離
れた位置に配置される。一次側の一次プロセッサは複数
のアプリケーションをサポートし、この複数のアプリケ
ーションによって書込み入出力更新が行われる。複数の
一次記憶制御装置がこの書込み入出力更新を受け取り、
書込み入出力更新が複数の一次記憶装置に書き込まれる
ようにする。二次側の二次プロセッサは、データ・リン
クによって一次プロセッサに連結され、二次側の複数の
二次記憶制御装置は、二次プロセッサに連結され、さら
に複数の光ファイバ・リンクを介して複数の一次記憶制
御装置に連結されているため、複数の二次記憶制御装置
は、書込み入出力更新をシャドーイングするために記憶
域ベースの二重対を提供する。複数の二次記憶装置は、
複数の一次記憶制御装置から受け取った順に複数の二次
記憶制御装置から書込み入出力更新を受け取る。
隔データ二重化システムについて説明してきた。同期遠
隔データ二重化システムは、記憶域ベースのリアルタイ
ム災害復旧機能を提供するが、この遠隔データ二重化シ
ステムは一次側と二次側を含む。二次側は、データ・シ
ャドーイングのために一次側から書込み入出力更新を同
期的に受け取るが、災害によって一次側が使用不能にな
った場合に二次側がリアルタイムのデータ可用性を提供
できるように、二次側は一次側から数千キロメートル離
れた位置に配置される。一次側の一次プロセッサは複数
のアプリケーションをサポートし、この複数のアプリケ
ーションによって書込み入出力更新が行われる。複数の
一次記憶制御装置がこの書込み入出力更新を受け取り、
書込み入出力更新が複数の一次記憶装置に書き込まれる
ようにする。二次側の二次プロセッサは、データ・リン
クによって一次プロセッサに連結され、二次側の複数の
二次記憶制御装置は、二次プロセッサに連結され、さら
に複数の光ファイバ・リンクを介して複数の一次記憶制
御装置に連結されているため、複数の二次記憶制御装置
は、書込み入出力更新をシャドーイングするために記憶
域ベースの二重対を提供する。複数の二次記憶装置は、
複数の一次記憶制御装置から受け取った順に複数の二次
記憶制御装置から書込み入出力更新を受け取る。
【００７３】一次プロセッサ内の入出力エラー回復プロ
グラムは、複数の二次記憶制御装置と通信し、二重対の
障害が発生した場合は、この入出力エラー回復プログラ
ムが前記複数のアプリケーションから制御権を引き継
ぎ、エラー回復を行いながら、障害が発生した二重対の
特徴に関して一次プロセッサと複数の二次記憶制御装置
に二重対障害発生メッセージを出力する。入出力エラー
回復プログラムは、エラー回復が失敗に終わった場合に
一次および二次プロセッサに状況を出力しながら、さら
に入出力書込み更新が行われるのを防止する。
グラムは、複数の二次記憶制御装置と通信し、二重対の
障害が発生した場合は、この入出力エラー回復プログラ
ムが前記複数のアプリケーションから制御権を引き継
ぎ、エラー回復を行いながら、障害が発生した二重対の
特徴に関して一次プロセッサと複数の二次記憶制御装置
に二重対障害発生メッセージを出力する。入出力エラー
回復プログラムは、エラー回復が失敗に終わった場合に
一次および二次プロセッサに状況を出力しながら、さら
に入出力書込み更新が行われるのを防止する。
【００７４】特に本発明の実施例に関連して本発明を図
示し説明してきたが、当業者は、本発明の精神および範
囲を逸脱せずに形態および詳細の様々な変更が可能であ
ることに留意されたい。たとえば、一次プロセッサと二
次プロセッサとの間、および一次記憶制御装置と二次記
憶制御装置との間の通信リンクは変更可能である。ま
た、同期遠隔二重化モードの一次側と二次側を分離する
距離は、本発明の教示から逸脱せずに今後の本発明の実
施例における改良型の通信リンクによってさらに延長す
ることができる。
示し説明してきたが、当業者は、本発明の精神および範
囲を逸脱せずに形態および詳細の様々な変更が可能であ
ることに留意されたい。たとえば、一次プロセッサと二
次プロセッサとの間、および一次記憶制御装置と二次記
憶制御装置との間の通信リンクは変更可能である。ま
た、同期遠隔二重化モードの一次側と二次側を分離する
距離は、本発明の教示から逸脱せずに今後の本発明の実
施例における改良型の通信リンクによってさらに延長す
ることができる。
【００７５】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
の事項を開示する。
【００７６】（１）一次側が一次記憶サブシステムに連
結された一次プロセッサを含み、前記一次プロセッサが
一次記憶サブシステムへの入出力書込み更新の原因とな
る少なくとも１つのアプリケーションをそこで実行し、
前記一次プロセッサがそこで実行される入出力エラー回
復プログラム（入出力ＥＲＰ）をさらに有し、二次側が
二次記憶サブシステムに連結された二次プロセッサを含
み、前記二次側が入出力書込み更新を同期的にシャドー
イングし、前記二次記憶サブシステムが入出力ＥＲＰと
通信する、遠隔データ・シャドーイングを提供する方法
において、前記方法が、（ａ）前記一次記憶サブシステ
ムから前記二次記憶サブシステムに入出力書込み更新を
送るステップと、（ｂ）前記一次および二次記憶サブシ
ステム間に二重対が確立されているかどうかを判別する
ステップと、（ｃ）一次記憶サブシステムから一次プロ
セッサに障害が発生した二重対を報告するステップと、
（ｄ）二重対の障害が発生した場合に、少なくとも１つ
のアプリケーションから入出力ＥＲＰに一次プロセッサ
の制御権を移転するステップと、（ｅ）二重対の障害の
原因を判別するステップと、（ｆ）入出力ＥＲＰから二
次記憶サブシステムに二重対障害発生メッセージを送る
ステップとを含む方法。 （２）二重対の状況が設定されるか回復された場合に前
記一次記憶サブシステムが更新の書込みを続行すること
を特徴とする、上記（１）に記載の遠隔データ・シャド
ーイングを提供する方法。 （３）障害が発生した二重対を報告する際に前記一次記
憶サブシステムが前記一次プロセッサに入出力状況とし
てチャネル終了／装置終了／装置チェックを報告するこ
とがステップ（ｃ）に含まれることを特徴とする、上記
（２）に記載の遠隔データ・シャドーイングを提供する
方法。 （４）入出力ＥＲＰが一次記憶サブシステムにセンス入
出力を出すことがステップ（ｄ）に含まれることを特徴
とする、上記（３）に記載の遠隔データ・シャドーイン
グを提供する方法。 （５）二重対の障害が発生した場合に入出力ＥＲＰによ
るエラー回復を実行し、二次側でデータ保全性を維持す
るためのステップ（ｇ）をさらに含むことを特徴とす
る、上記（４）に記載の遠隔データ・シャドーイングを
提供する方法。 （６）エラー回復が正常に完了した後で入出力ＥＲＰか
ら少なくとも１つのアプリケーションに制御権を返すた
めのステップ（ｈ）をさらに含むことを特徴とする、上
記（５）に記載の遠隔データ・シャドーイングを提供す
る方法。 （７）エラー回復が正常に完了できなかった場合に入出
力ＥＲＰを介して二次側に障害発生同期遠隔コピー・メ
ッセージを送るためのステップ（ｉ）をさらに含むこと
を特徴とする、上記（６）に記載の遠隔データ・シャド
ーイングを提供する方法。 （８）ステップ（ｉ）によって、一次記憶サブシステム
への後続の入出力書込みがさらに防止されることを特徴
とする、上記（７）に記載の遠隔データ・シャドーイン
グを提供する方法。 （９）一次プロセッサと二次プロセッサとの間でエラー
回復のための通信が行われることを特徴とする、上記
（５）に記載の遠隔データ・シャドーイングを提供する
方法。 （１０）一次記憶サブシステムと二次記憶サブシステム
との間でエラー回復のための通信が行われることを特徴
とする、上記（５）に記載の遠隔データ・シャドーイン
グを提供する方法。 （１１）一次側と二次側を有し、データ・バックアップ
のために二次側が一次側から書込み更新を受け取り、一
次側を使用不能にする災害が発生した場合に、二次側が
リアルタイムのデータ可用性を提供できるように、二次
側が一次側から十分離れた位置に配置される遠隔データ
二重化システムにおいて、遠隔データ二重化システム
が、書込み入出力更新を生成する少なくとも１つのアプ
リケーションを実行する、一次側の一次プロセッサと、
書込み入出力更新を受け取って格納するための一次記憶
サブシステムと、データ・リンクによって一次プロセッ
サに連結される、二次側の二次プロセッサと、二次プロ
セッサに連結され、通信リンクを介してさらに一次記憶
サブシステムに連結され、書込み入出力更新のバックア
ップのために記憶域ベースの二重対を提供し、受け取っ
たときの特定の同期順に書込み入出力更新が書き込まれ
る、二次側の二次記憶サブシステムと、一次プロセッサ
内にあって、二次記憶サブシステムに連結され、二重対
の障害が発生した場合にエラー回復を行うためのエラー
回復手段とを含む遠隔データ二重化システム。 （１２）エラー回復手段が、一次プロセッサと二次側の
両方に二重対障害発生モードを報告することを特徴とす
る、上記（１１）に記載の遠隔データ二重化システム。 （１３）エラー回復手段が、二重対の障害の原因を判別
しながら、一次プロセッサで実行中のアプリケーション
を静止することを特徴とする、上記（１１）に記載の遠
隔データ二重化システム。 （１４）エラー回復手段が、一次記憶サブシステムにセ
ンス入出力を出すことを特徴とする、上記（１３）に記
載の遠隔データ二重化システム。 （１５）エラー回復手段がエラー回復を完了し、二重モ
ードが再確立された後、エラー回復手段が一次プロセッ
サで実行中のアプリケーションに制御権を返すことを特
徴とする、上記（１４）に記載の遠隔データ二重化シス
テム。 （１６）エラー回復手段がエラー回復を正常に完了でき
ない場合に、エラー回復手段が一次記憶サブシステムの
書込み入出力更新をさらに防止することを特徴とする、
上記（１５）に記載の遠隔データ二重化システム。 （１７）一次プロセッサに連結され、エラー回復手段か
らエラー・メッセージを受け取るための一次コンソール
と、二次プロセッサに連結され、エラー回復手段からエ
ラー・メッセージを受け取るための二次コンソールとを
さらに含むことを特徴とする、上記（１１）に記載の遠
隔データ二重化システム。 （１８）一次および二次記憶サブシステムがそれぞれ複
数の記憶制御装置を含むことを特徴とする、上記（１
１）に記載の遠隔データ二重化システム。 （１９）通信リンクが、複数のエンタープライズ・シス
テム接続（ＥＳＣＯＮ）リンクを含むことを特徴とす
る、上記（１８）に記載の遠隔データ二重化システム。 （２０）一次側と二次側を有し、データ・シャドーイン
グのために二次側が一次側から書込み入出力更新を同期
的に受け取り、一次側が使用不能になった場合に、二次
側がリアルタイムのデータ可用性を提供できるように、
二次側が一次側から十分離れた位置に配置される、記憶
域ベースのリアルタイム災害復旧機能を提供する遠隔デ
ータ二重化システムにおいて、該遠隔データ二重化シス
テムが、書込み入出力更新を生成する複数のアプリケー
ションを実行する、一次側の一次プロセッサと、書込み
入出力更新を受け取るための複数の一次記憶制御装置
と、書込み入出力更新を格納するための複数の一次記憶
装置と、データ・リンクによって一次プロセッサに連結
される、二次側の二次プロセッサと、二次プロセッサに
連結され、さらに複数の光ファイバ・リンクを介して複
数の一次記憶制御装置に連結され、書込み入出力更新を
シャドーイングするために記憶域ベースの二重対を提供
し、書込み入出力更新が生成された順に提供される、二
次側の複数の二次記憶制御装置と、複数の二次記憶制御
装置に連結され、そこに書込み入出力更新を格納するた
めの複数の二次記憶装置と、一次プロセッサ内にあっ
て、複数の二次記憶制御装置に連結され、二重対の障害
が発生した場合に前記複数のアプリケーションから制御
権を引き継ぎ、エラー回復を行いながら、二重対の障害
の特徴に関して一次プロセッサおよび複数の二次記憶制
御装置に二重対障害発生メッセージを出力し、エラー回
復が失敗に終わった場合にさらに入出力更新を防止し、
一次および二次プロセッサに状況を出力するためのエラ
ー回復手段とを含む遠隔データ二重化システム。
結された一次プロセッサを含み、前記一次プロセッサが
一次記憶サブシステムへの入出力書込み更新の原因とな
る少なくとも１つのアプリケーションをそこで実行し、
前記一次プロセッサがそこで実行される入出力エラー回
復プログラム（入出力ＥＲＰ）をさらに有し、二次側が
二次記憶サブシステムに連結された二次プロセッサを含
み、前記二次側が入出力書込み更新を同期的にシャドー
イングし、前記二次記憶サブシステムが入出力ＥＲＰと
通信する、遠隔データ・シャドーイングを提供する方法
において、前記方法が、（ａ）前記一次記憶サブシステ
ムから前記二次記憶サブシステムに入出力書込み更新を
送るステップと、（ｂ）前記一次および二次記憶サブシ
ステム間に二重対が確立されているかどうかを判別する
ステップと、（ｃ）一次記憶サブシステムから一次プロ
セッサに障害が発生した二重対を報告するステップと、
（ｄ）二重対の障害が発生した場合に、少なくとも１つ
のアプリケーションから入出力ＥＲＰに一次プロセッサ
の制御権を移転するステップと、（ｅ）二重対の障害の
原因を判別するステップと、（ｆ）入出力ＥＲＰから二
次記憶サブシステムに二重対障害発生メッセージを送る
ステップとを含む方法。 （２）二重対の状況が設定されるか回復された場合に前
記一次記憶サブシステムが更新の書込みを続行すること
を特徴とする、上記（１）に記載の遠隔データ・シャド
ーイングを提供する方法。 （３）障害が発生した二重対を報告する際に前記一次記
憶サブシステムが前記一次プロセッサに入出力状況とし
てチャネル終了／装置終了／装置チェックを報告するこ
とがステップ（ｃ）に含まれることを特徴とする、上記
（２）に記載の遠隔データ・シャドーイングを提供する
方法。 （４）入出力ＥＲＰが一次記憶サブシステムにセンス入
出力を出すことがステップ（ｄ）に含まれることを特徴
とする、上記（３）に記載の遠隔データ・シャドーイン
グを提供する方法。 （５）二重対の障害が発生した場合に入出力ＥＲＰによ
るエラー回復を実行し、二次側でデータ保全性を維持す
るためのステップ（ｇ）をさらに含むことを特徴とす
る、上記（４）に記載の遠隔データ・シャドーイングを
提供する方法。 （６）エラー回復が正常に完了した後で入出力ＥＲＰか
ら少なくとも１つのアプリケーションに制御権を返すた
めのステップ（ｈ）をさらに含むことを特徴とする、上
記（５）に記載の遠隔データ・シャドーイングを提供す
る方法。 （７）エラー回復が正常に完了できなかった場合に入出
力ＥＲＰを介して二次側に障害発生同期遠隔コピー・メ
ッセージを送るためのステップ（ｉ）をさらに含むこと
を特徴とする、上記（６）に記載の遠隔データ・シャド
ーイングを提供する方法。 （８）ステップ（ｉ）によって、一次記憶サブシステム
への後続の入出力書込みがさらに防止されることを特徴
とする、上記（７）に記載の遠隔データ・シャドーイン
グを提供する方法。 （９）一次プロセッサと二次プロセッサとの間でエラー
回復のための通信が行われることを特徴とする、上記
（５）に記載の遠隔データ・シャドーイングを提供する
方法。 （１０）一次記憶サブシステムと二次記憶サブシステム
との間でエラー回復のための通信が行われることを特徴
とする、上記（５）に記載の遠隔データ・シャドーイン
グを提供する方法。 （１１）一次側と二次側を有し、データ・バックアップ
のために二次側が一次側から書込み更新を受け取り、一
次側を使用不能にする災害が発生した場合に、二次側が
リアルタイムのデータ可用性を提供できるように、二次
側が一次側から十分離れた位置に配置される遠隔データ
二重化システムにおいて、遠隔データ二重化システム
が、書込み入出力更新を生成する少なくとも１つのアプ
リケーションを実行する、一次側の一次プロセッサと、
書込み入出力更新を受け取って格納するための一次記憶
サブシステムと、データ・リンクによって一次プロセッ
サに連結される、二次側の二次プロセッサと、二次プロ
セッサに連結され、通信リンクを介してさらに一次記憶
サブシステムに連結され、書込み入出力更新のバックア
ップのために記憶域ベースの二重対を提供し、受け取っ
たときの特定の同期順に書込み入出力更新が書き込まれ
る、二次側の二次記憶サブシステムと、一次プロセッサ
内にあって、二次記憶サブシステムに連結され、二重対
の障害が発生した場合にエラー回復を行うためのエラー
回復手段とを含む遠隔データ二重化システム。 （１２）エラー回復手段が、一次プロセッサと二次側の
両方に二重対障害発生モードを報告することを特徴とす
る、上記（１１）に記載の遠隔データ二重化システム。 （１３）エラー回復手段が、二重対の障害の原因を判別
しながら、一次プロセッサで実行中のアプリケーション
を静止することを特徴とする、上記（１１）に記載の遠
隔データ二重化システム。 （１４）エラー回復手段が、一次記憶サブシステムにセ
ンス入出力を出すことを特徴とする、上記（１３）に記
載の遠隔データ二重化システム。 （１５）エラー回復手段がエラー回復を完了し、二重モ
ードが再確立された後、エラー回復手段が一次プロセッ
サで実行中のアプリケーションに制御権を返すことを特
徴とする、上記（１４）に記載の遠隔データ二重化シス
テム。 （１６）エラー回復手段がエラー回復を正常に完了でき
ない場合に、エラー回復手段が一次記憶サブシステムの
書込み入出力更新をさらに防止することを特徴とする、
上記（１５）に記載の遠隔データ二重化システム。 （１７）一次プロセッサに連結され、エラー回復手段か
らエラー・メッセージを受け取るための一次コンソール
と、二次プロセッサに連結され、エラー回復手段からエ
ラー・メッセージを受け取るための二次コンソールとを
さらに含むことを特徴とする、上記（１１）に記載の遠
隔データ二重化システム。 （１８）一次および二次記憶サブシステムがそれぞれ複
数の記憶制御装置を含むことを特徴とする、上記（１
１）に記載の遠隔データ二重化システム。 （１９）通信リンクが、複数のエンタープライズ・シス
テム接続（ＥＳＣＯＮ）リンクを含むことを特徴とす
る、上記（１８）に記載の遠隔データ二重化システム。 （２０）一次側と二次側を有し、データ・シャドーイン
グのために二次側が一次側から書込み入出力更新を同期
的に受け取り、一次側が使用不能になった場合に、二次
側がリアルタイムのデータ可用性を提供できるように、
二次側が一次側から十分離れた位置に配置される、記憶
域ベースのリアルタイム災害復旧機能を提供する遠隔デ
ータ二重化システムにおいて、該遠隔データ二重化シス
テムが、書込み入出力更新を生成する複数のアプリケー
ションを実行する、一次側の一次プロセッサと、書込み
入出力更新を受け取るための複数の一次記憶制御装置
と、書込み入出力更新を格納するための複数の一次記憶
装置と、データ・リンクによって一次プロセッサに連結
される、二次側の二次プロセッサと、二次プロセッサに
連結され、さらに複数の光ファイバ・リンクを介して複
数の一次記憶制御装置に連結され、書込み入出力更新を
シャドーイングするために記憶域ベースの二重対を提供
し、書込み入出力更新が生成された順に提供される、二
次側の複数の二次記憶制御装置と、複数の二次記憶制御
装置に連結され、そこに書込み入出力更新を格納するた
めの複数の二次記憶装置と、一次プロセッサ内にあっ
て、複数の二次記憶制御装置に連結され、二重対の障害
が発生した場合に前記複数のアプリケーションから制御
権を引き継ぎ、エラー回復を行いながら、二重対の障害
の特徴に関して一次プロセッサおよび複数の二次記憶制
御装置に二重対障害発生メッセージを出力し、エラー回
復が失敗に終わった場合にさらに入出力更新を防止し、
一次および二次プロセッサに状況を出力するためのエラ
ー回復手段とを含む遠隔データ二重化システム。
【００７７】
【発明の効果】本発明の実施により、一次側で行った書
込み更新を二次側にシャドーイングするための改良され
た設計および方法を提供することができる。
込み更新を二次側にシャドーイングするための改良され
た設計および方法を提供することができる。
【図１】同期遠隔データ・シャドーイング機能を有する
災害復旧システムのブロック図である。
災害復旧システムのブロック図である。
【図２】図１の災害復旧システムにより同期遠隔コピー
を提供する方法を示す流れ図である。
を提供する方法を示す流れ図である。
【図３】入出力エラー回復プログラム（入出力ＥＲＰ）
操作の方法を示す流れ図である。
操作の方法を示す流れ図である。
【図４】非同期遠隔データ・シャドーイング機能を有す
る災害復旧システムのブロック図である。
る災害復旧システムのブロック図である。
【図５】図４の一次側からの読取りレコード・セットの
前に付く接頭部ヘッダを示すデータ形式図である。
前に付く接頭部ヘッダを示すデータ形式図である。
【図６】読取りレコード・セットを構成する各種フィー
ルドを示すデータ形式図である。
ルドを示すデータ形式図である。
【図７】ボリューム構成情報を識別する状態テーブルで
ある。
ある。
【図８】図４の二次側が使用するマスタ・ジャーナルで
ある。
ある。
【図９】整合性グループを形成するためのシーケンス例
である。
である。
【図１０】整合性グループを形成するために情報および
読取りレコード・セットを収集する方法を示す流れ図で
ある。
読取りレコード・セットを収集する方法を示す流れ図で
ある。
【図１１】整合性グループを形成する方法を示す流れ図
である。
である。
【図１２】ＤＡＳＤトラックに対する所与の入出力操作
シーケンスの場合のＥＣＫＤ方式装置用の完全整合性グ
ループ復旧規則アプリケーションを示すテーブルであ
る。
シーケンスの場合のＥＣＫＤ方式装置用の完全整合性グ
ループ復旧規則アプリケーションを示すテーブルであ
る。
【図１３】図１２のテーブルで使用する規則の説明の構
成を示す図である。
成を示す図である。
【図１４】図１２のテーブルで使用する規則の説明の一
部である。
部である。
【図１５】図１２のテーブルで使用する規則の説明の一
部である。
部である。
【図１６】完全整合性グループ復旧機能を持つ二次側に
読取りレコード・セット・コピーを書き込む方法の流れ
図である。
読取りレコード・セット・コピーを書き込む方法の流れ
図である。
１ 一次プロセッサ ２ 入出力ＥＲＰ ３ 一次記憶制御装置 ４ 一次ＤＡＳＤ ５ 二次プロセッサ ６ 二次記憶制御装置 ７ 二次ＤＡＳＤ ８ 対等通信リンク ９ エンタープライズ・システム接続（ＥＳＣＯＮ）リ
ンク １０ 災害復旧システム １１ ホスト間通信リンク １２ チャネル １３ チャネル １４ 一次側 １５ 二次側
ンク １０ 災害復旧システム １１ ホスト間通信リンク １２ チャネル １３ チャネル １４ 一次側 １５ 二次側
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ウィリアム・フランク・ミッカ アメリカ合衆国85718 アリゾナ州ツーソ ン イースト・ラエスパルダ 3921 (72)発明者 クラウス・ウィリアム・ミッケルセン アメリカ合衆国95120 カリフォルニア州 サンノゼ シーナリー・コート・ドライブ 6557 (72)発明者 マイケル・アロイシウス・ポールソン アメリカ合衆国95037 カリフォルニア州 モーガン・ヒル ホウィッパーウィル・ド ライブ2901 (72)発明者 ロバート・ウェズリー・ショムラー アメリカ合衆国95037 カリフォルニア州 モーガン・ヒル ピエドモント・コート 17015
Claims (20)
- 【請求項１】一次側が一次記憶サブシステムに連結され
た一次プロセッサを含み、前記一次プロセッサが一次記
憶サブシステムへの入出力書込み更新の原因となる少な
くとも１つのアプリケーションをそこで実行し、前記一
次プロセッサがそこで実行される入出力エラー回復プロ
グラム（入出力ＥＲＰ）をさらに有し、二次側が二次記
憶サブシステムに連結された二次プロセッサを含み、前
記二次側が入出力書込み更新を同期的にシャドーイング
し、前記二次記憶サブシステムが入出力ＥＲＰと通信す
る、遠隔データ・シャドーイングを提供する方法におい
て、前記方法が、 （ａ）前記一次記憶サブシステムから前記二次記憶サブ
システムに入出力書込み更新を送るステップと、 （ｂ）前記一次および二次記憶サブシステム間に二重対
が確立されているかどうかを判別するステップと、 （ｃ）一次記憶サブシステムから一次プロセッサに障害
が発生した二重対を報告するステップと、 （ｄ）二重対の障害が発生した場合に、少なくとも１つ
のアプリケーションから入出力ＥＲＰに一次プロセッサ
の制御権を移転するステップと、 （ｅ）二重対の障害の原因を判別するステップと、 （ｆ）入出力ＥＲＰから二次記憶サブシステムに二重対
障害発生メッセージを送るステップとを含む方法。 - 【請求項２】二重対の状況が設定されるか回復された場
合に前記一次記憶サブシステムが更新の書込みを続行す
ることを特徴とする、請求項１に記載の遠隔データ・シ
ャドーイングを提供する方法。 - 【請求項３】障害が発生した二重対を報告する際に前記
一次記憶サブシステムが前記一次プロセッサに入出力状
況としてチャネル終了／装置終了／装置チェックを報告
することがステップ（ｃ）に含まれることを特徴とす
る、請求項２に記載の遠隔データ・シャドーイングを提
供する方法。 - 【請求項４】入出力ＥＲＰが一次記憶サブシステムにセ
ンス入出力を出すことがステップ（ｄ）に含まれること
を特徴とする、請求項３に記載の遠隔データ・シャドー
イングを提供する方法。 - 【請求項５】二重対の障害が発生した場合に入出力ＥＲ
Ｐによるエラー回復を実行し、二次側でデータ保全性を
維持するためのステップ（ｇ）をさらに含むことを特徴
とする、請求項４に記載の遠隔データ・シャドーイング
を提供する方法。 - 【請求項６】エラー回復が正常に完了した後で入出力Ｅ
ＲＰから少なくとも１つのアプリケーションに制御権を
返すためのステップ（ｈ）をさらに含むことを特徴とす
る、請求項５に記載の遠隔データ・シャドーイングを提
供する方法。 - 【請求項７】エラー回復が正常に完了できなかった場合
に入出力ＥＲＰを介して二次側に障害発生同期遠隔コピ
ー・メッセージを送るためのステップ（ｉ）をさらに含
むことを特徴とする、請求項６に記載の遠隔データ・シ
ャドーイングを提供する方法。 - 【請求項８】ステップ（ｉ）によって、一次記憶サブシ
ステムへの後続の入出力書込みがさらに防止されること
を特徴とする、請求項７に記載の遠隔データ・シャドー
イングを提供する方法。 - 【請求項９】一次プロセッサと二次プロセッサとの間で
エラー回復のための通信が行われることを特徴とする、
請求項５に記載の遠隔データ・シャドーイングを提供す
る方法。 - 【請求項１０】一次記憶サブシステムと二次記憶サブシ
ステムとの間でエラー回復のための通信が行われること
を特徴とする、請求項５に記載の遠隔データ・シャドー
イングを提供する方法。 - 【請求項１１】一次側と二次側を有し、データ・バック
アップのために二次側が一次側から書込み更新を受け取
り、一次側を使用不能にする災害が発生した場合に、二
次側がリアルタイムのデータ可用性を提供できるよう
に、二次側が一次側から十分離れた位置に配置される遠
隔データ二重化システムにおいて、遠隔データ二重化シ
ステムが、 書込み入出力更新を生成する少なくとも１つのアプリケ
ーションを実行する、一次側の一次プロセッサと、 書込み入出力更新を受け取って格納するための一次記憶
サブシステムと、 データ・リンクによって一次プロセッサに連結される、
二次側の二次プロセッサと、 二次プロセッサに連結され、通信リンクを介してさらに
一次記憶サブシステムに連結され、書込み入出力更新の
バックアップのために記憶域ベースの二重対を提供し、
受け取ったときの特定の同期順に書込み入出力更新が書
き込まれる、二次側の二次記憶サブシステムと、 一次プロセッサ内にあって、二次記憶サブシステムに連
結され、二重対の障害が発生した場合にエラー回復を行
うためのエラー回復手段とを含む遠隔データ二重化シス
テム。 - 【請求項１２】エラー回復手段が、一次プロセッサと二
次側の両方に二重対障害発生モードを報告することを特
徴とする、請求項１１に記載の遠隔データ二重化システ
ム。 - 【請求項１３】エラー回復手段が、二重対の障害の原因
を判別しながら、一次プロセッサで実行中のアプリケー
ションを静止することを特徴とする、請求項１１に記載
の遠隔データ二重化システム。 - 【請求項１４】エラー回復手段が、一次記憶サブシステ
ムにセンス入出力を出すことを特徴とする、請求項１３
に記載の遠隔データ二重化システム。 - 【請求項１５】エラー回復手段がエラー回復を完了し、
二重モードが再確立された後、エラー回復手段が一次プ
ロセッサで実行中のアプリケーションに制御権を返すこ
とを特徴とする、請求項１４に記載の遠隔データ二重化
システム。 - 【請求項１６】エラー回復手段がエラー回復を正常に完
了できない場合に、エラー回復手段が一次記憶サブシス
テムの書込み入出力更新をさらに防止することを特徴と
する、請求項１５に記載の遠隔データ二重化システム。 - 【請求項１７】一次プロセッサに連結され、エラー回復
手段からエラー・メッセージを受け取るための一次コン
ソールと、 二次プロセッサに連結され、エラー回復手段からエラー
・メッセージを受け取るための二次コンソールとをさら
に含むことを特徴とする、請求項１１に記載の遠隔デー
タ二重化システム。 - 【請求項１８】一次および二次記憶サブシステムがそれ
ぞれ複数の記憶制御装置を含むことを特徴とする、請求
項１１に記載の遠隔データ二重化システム。 - 【請求項１９】通信リンクが、複数のエンタープライズ
・システム接続（ＥＳＣＯＮ）リンクを含むことを特徴
とする、請求項１８に記載の遠隔データ二重化システ
ム。 - 【請求項２０】一次側と二次側を有し、データ・シャド
ーイングのために二次側が一次側から書込み入出力更新
を同期的に受け取り、一次側が使用不能になった場合
に、二次側がリアルタイムのデータ可用性を提供できる
ように、二次側が一次側から十分離れた位置に配置され
る、記憶域ベースのリアルタイム災害復旧機能を提供す
る遠隔データ二重化システムにおいて、該遠隔データ二
重化システムが、 書込み入出力更新を生成する複数のアプリケーションを
実行する、一次側の一次プロセッサと、 書込み入出力更新を受け取るための複数の一次記憶制御
装置と、 書込み入出力更新を格納するための複数の一次記憶装置
と、 データ・リンクによって一次プロセッサに連結される、
二次側の二次プロセッサと、 二次プロセッサに連結され、さらに複数の光ファイバ・
リンクを介して複数の一次記憶制御装置に連結され、書
込み入出力更新をシャドーイングするために記憶域ベー
スの二重対を提供し、書込み入出力更新が生成された順
に提供される、二次側の複数の二次記憶制御装置と、 複数の二次記憶制御装置に連結され、そこに書込み入出
力更新を格納するための複数の二次記憶装置と、 一次プロセッサ内にあって、複数の二次記憶制御装置に
連結され、二重対の障害が発生した場合に前記複数のア
プリケーションから制御権を引き継ぎ、エラー回復を行
いながら、二重対の障害の特徴に関して一次プロセッサ
および複数の二次記憶制御装置に二重対障害発生メッセ
ージを出力し、エラー回復が失敗に終わった場合にさら
に入出力更新を防止し、一次および二次プロセッサに状
況を出力するためのエラー回復手段とを含む遠隔データ
二重化システム。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US199448 | 1994-02-22 | ||
| US08/199,448 US5615329A (en) | 1994-02-22 | 1994-02-22 | Remote data duplexing |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07239799A true JPH07239799A (ja) | 1995-09-12 |
Family
ID=22737546
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6301109A Pending JPH07239799A (ja) | 1994-02-22 | 1994-12-05 | 遠隔データ・シャドーイングを提供する方法および遠隔データ二重化システム |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
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| EP (1) | EP0671686B1 (ja) |
| JP (1) | JPH07239799A (ja) |
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