WO2017212515A1 - ストレージシステム、計算機、およびストレージ制御方法 - Google Patents

ストレージシステム、計算機、およびストレージ制御方法 Download PDF

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WO2017212515A1
WO2017212515A1 PCT/JP2016/066716 JP2016066716W WO2017212515A1 WO 2017212515 A1 WO2017212515 A1 WO 2017212515A1 JP 2016066716 W JP2016066716 W JP 2016066716W WO 2017212515 A1 WO2017212515 A1 WO 2017212515A1
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WO
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data
defragmentation
processor
storage
address
Prior art date
Application number
PCT/JP2016/066716
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English (en)
French (fr)
Inventor
光雄 早坂
武尊 千葉
晋太郎 伊藤
Original Assignee
株式会社日立製作所
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Publication date
Application filed by 株式会社日立製作所 filed Critical 株式会社日立製作所
Priority to PCT/JP2016/066716 priority Critical patent/WO2017212515A1/ja
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    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
    • G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers

Definitions

  • the present invention relates to defragmentation in a storage system.
  • Patent Document 1 As background art in this technical field.
  • the storage apparatus disclosed in Patent Document 1 receives a request to refer to data (host reference request) from a host, it performs normal reference processing in response thereto.
  • the storage device acquires continuous data within the object including the requested data.
  • the continuous data in this object will be called logically continuous data.
  • the storage device acquires logically continuous data, if the physical positions of the data are not continuous, the storage device writes the data to a physically continuous area when writing the data to the next disk.
  • Patent Document 1 when the storage apparatus receives a request to update data (host update request) from the host, it reads not only the write data but also logically continuous data around the offset of the write data. The operation of writing to the disc together with the write data is disclosed.
  • data protection is applied in units of data blocks called stripes in storage devices. Parity for data protection is also added to each stripe.
  • the storage device confirms that the read data is normal using parity, updates the data, recalculates the parity, and writes the data and parity. .
  • Patent Document 1 The storage device disclosed in Patent Document 1 is not conscious of this stripe in processing executed when a host reference request or host update request is received. Therefore, when data around the offset of the data requested to be referenced or updated by the host is read and the peripheral data is written to a new area together with the requested data, a part of the stripe is randomly written to apply data protection. Will be updated.
  • the partial update of the stripe requires a process of reading the stripe data and parity, updating the parity, and writing the data and parity to a new area in order to update the parity for data protection. This is less efficient than the update (full stripe write) in which the entire stripe is collectively performed, and lowers the performance of the storage apparatus.
  • An object of the present invention is to increase the speed of defragmentation while suppressing a decrease in processing performance of a host reference request or a host update request (host I / O request).
  • a storage system includes a device that stores data, and a computer that manages storage of data by the device, the computer including a processor and a memory, and the memory is a unit of data protection.
  • Storage configuration / data protection application information for managing in which area of which device the data of the stripe to be used and the redundant code that enables error detection of the data are stored are stored, and the processor performs data update
  • the data included in the stripe including the data to be updated is arranged in a continuous area, and the free area after executing the data update is a unit of stripe In this way, online defragmentation is performed so that an empty area where data can be continuously arranged is obtained.
  • high-speed defragmentation processing is provided while suppressing a decrease in processing performance of host I / O requests.
  • FIG. 1 is a block diagram illustrating a configuration example of a storage apparatus 10 according to an embodiment.
  • 3 is a block diagram of a flash package of Example 1.
  • FIG. It is a figure for demonstrating the PG management information 70 which comprises the storage structure / data protection information T300. It is a figure for demonstrating the logical VOL management information 72 which comprises the storage structure / data protection information T300. It is a figure for demonstrating the object management table T200.
  • XX table various types of information may be described using the expression “XX table”, but the various types of information may be expressed using a data structure other than a table. In order to show that it does not depend on the data structure, the “XX table” can be called “XX information”.
  • the process may be described using the program as the subject, but it is determined by executing the program by the hardware itself or a processor (for example, MP (Micro Processor)) included in the hardware. Therefore, the subject of the processing may be hardware because the processing is appropriately performed using a storage resource (for example, a memory) and / or a communication interface device (for example, a port).
  • the program source may be a program distribution server or a storage medium, for example.
  • the storage system includes one or more storage devices.
  • a storage area provided by one or more storage devices is referred to as a media area.
  • the present invention is not limited to a storage system, and may be an application such as DB (DataBase).
  • the input / output performance of the media area in the storage system is limited to random and sequential access patterns to stored data.
  • Access to the media area uses an address defined in the media area.
  • the address defined in the media area is, for example, a logical block address (LBA).
  • random write performance is lower than sequential write performance.
  • Random write is a partial data update of a stripe that applies data protection. Partial data update of stripe requires reading / updating / writing of old data / old parity to update old data / old parity of stripe already applied data protection to protect new data Because it becomes.
  • the sequential write the parity is calculated from the new data constituting the stripe and written as it is. Therefore, the sequential write performance is high. Therefore, it is effective to improve the input / output performance of the storage system to arrange the data so that the sequential access request is not random access as much as possible.
  • the storage system manages data for each object that is logically organized data.
  • an object there is a file in which normal files are aggregated such as an archive file, a backup file, a volume, and a virtual machine volume file in addition to a normal file.
  • An object can also be part of a file.
  • Data update requests (overwrite / add / delete) will be striped write and performance will be improved if there is enough free space in the process of appending update data and changing to sequential write.
  • the old data position is changed to an empty block. Accordingly, when the free area is reused, the free area becomes random, and the input / output performance deteriorates due to random writing.
  • Measures include defragmentation.
  • defragmentation requires reading an object from a media area (random access) and writing the data to a random empty block (random write), which places a heavy load and reduces system performance.
  • Online defragmentation is defragmentation in the processing of an update request (host update request) from the host.
  • the storage system reads the data requested to be updated and the data constituting the stripe in succession to the data requested to be updated in the object, and writes them to the new continuous area to update all the stripes. . Since the old data position is reused as an empty block, a continuous empty area for the stripe can always be secured.
  • the data position in the object is indicated by the host address.
  • a data position in an object may be referred to as a logical position.
  • data with consecutive host addresses in an object may be referred to as logically continuous data.
  • data stored in continuous addresses managed by the data protection program and shown to the upper level may be referred to as physically continuous data.
  • the address that the data protection program shows to the upper level is indicated by, for example, a virtual LBA (logical block address).
  • the data storage unit area that the data protection program in the media area shows up is simply called a block.
  • the storage system performs online defragmentation at the time of a host update request only for objects designated in advance.
  • the storage system performs offline defragmentation along with online defragmentation.
  • Offline defragmentation is defragmentation asynchronous to the host request. Since online defragmentation reduces the random data placement of objects, the processing load of off-line defragmentation is reduced, and a decrease in system input / output performance can be suppressed.
  • FIG. 1 is a diagram schematically showing an outline of online defragmentation processing in the computer system of this embodiment.
  • the overall computer system includes a storage system 100, a plurality of host computers 14, and a management computer 15. These are connected by a network 2.
  • the host computer 14 is a computer that accesses the resources of the storage system 100 and performs business.
  • the network 2 is a network for communication of user data between the host computer 14 and the storage system 100 and management data between the management computer 15 and other devices, and in one example, is an IP network.
  • the storage system 100 holds an object and accepts access to the object from the host computer 14.
  • the memory area 103 of the storage system 100 stores an additional writing program P200, a defragmentation control program P300, a data protection program P400, and an empty block management program P310.
  • the defragmentation control program P300 includes an online defragmentation process P301 and an offline defragmentation process P302.
  • the write-once program P200 writes the updated data into a new free area in response to a data update request (data update request or update request). At that time, a new write destination is determined in cooperation with the online defragmentation process P301 and the empty block management program P310.
  • the additional writing program P200 tracks updates of both the user data and management information (metadata) of the object, and records the update data in a log.
  • the update point that is logged is called a checkpoint. Therefore, the write-once program P200 selects a part or all of the checkpoints from the past checkpoints, and saves the update data of the selected checkpoints as snapshots so that the snapshot of the storage system is automatically and automatically stored. It can be produced continuously.
  • the update data is written to another block on the media area 104 without overwriting the update data on the block data on the media area 104 corresponding to the update location of the object. . Thereby, the data of the arbitrary checkpoint can be restored.
  • the block data corresponding to the update location of the file is overwritten with the update data.
  • the online defragmentation process 301 When receiving an update request from the host computer 14, the online defragmentation process 301 refers to the object management table T 200 of the reference object of the update request, and updates the requested data (in addition to update request data or update data, Then, the data (logically continuous data) that is continuous with the update request data and forms a stripe is read from the media area 104.
  • the free block management P310 refers to the storage configuration / data protection application information T300, and allocates a free block so that the new data write destination address is the same device as the device where the old data was stored.
  • the data protection program P400 newly calculates parity from the data constituting the stripe, and writes the data and parity to the media area 104.
  • the stripes constituting D1 are D0, D1, and PD01.
  • the storage system 100 When receiving an update request for updating D1 to update request data D1 * from the host, the storage system 100 refers to the object management table T200 and detects that the configuration of the stripe including D1 is D0 and D1. . The storage system 100 reads D0, newly calculates a parity PD01 * from D0 and D1 *, and writes D0, D1, and PD01 to each new area.
  • the storage system 100 allocates an empty block as a data write destination so that the empty block management module P310 has the same storage destination of old and new data. Then, the storage system 100 actually writes the update data D1 * into a new data area. On the other hand, for data that is not updated (unupdated data) D0, the storage system 100 issues a data copy command that instructs to copy the data to the new address G0.
  • the flash package # 0 When the flash package # 0 receives the data copy command, it updates the logical-physical address conversion table so that the virtual address G0 points to the real address where D0 is stored, and the real address that the virtual address G0 previously pointed to The data G0 is released.
  • the flash package # 0 applies a process for eliminating duplication in the flash package, and the virtual address in the flash package has two addresses.
  • the two virtual addresses may be associated with the same real address to indicate the same real data. Thereby, it is possible to roll back to the original state when the writing process fails.
  • FIG. 2 is a diagram schematically showing an outline of offline defragmentation processing in the computer system of this embodiment.
  • Offline defragmentation process P302 is performed when the load due to a request from the host is low.
  • the offline defragmentation process P302 refers to the object management table T200 and moves data so that more continuous free areas can be created in cooperation with the free block management program P310. Since online defragmentation arranges data in units of stripes and vacant areas are created in units of stripes, offline defragmentation can be performed by stripe reading and stripe writing.
  • the offline defragmentation process P302 issues a command for instructing data movement including data and parity.
  • the flash package that has received the command can complete the offline defragmentation only by updating the logical-physical address conversion table.
  • data is continuously arranged in units of stripes by online defragmentation processing, and an empty area in units of stripes can be secured, so that data write processing with a large IO size is always performed by full stripe write. And write performance can be improved.
  • FIG. 3 is a block diagram illustrating a configuration example of the storage apparatus 10 according to the present embodiment.
  • the storage apparatus 10 is a processing unit of the storage system 100, and FIG. 3 shows a schematic hardware configuration thereof.
  • the storage apparatus 10 is connected to the management computer 15 and a plurality of host computers 14 via the network 2.
  • the network 2 may be, for example, a WAN (Wide Area Network), a LAN (Local Area Network), a SAN (Storage Area Network), the Internet, a public line, or a dedicated line.
  • the storage apparatus 10 includes a processor 102, a memory 107, a storage device 106, an FE (Front End) I / F 105, and a BE (Back End) I / F 106. These units of the storage apparatus 10 are connected via an internal bus 82.
  • the BE I / F 74 is connected to the flash package 80 via a switch (SW).
  • a collection of a plurality of flash packages 80 is defined as a flash package group 76, and there may be a plurality of flash package groups 76. Redundant data may be created between the flash package groups 76.
  • the processor 102 operates as various functional units of the storage apparatus 10 by operating using information stored in the memory area 103 in accordance with a program stored in the memory 107.
  • the processor 102 operates as a defragmentation control unit that executes defragmentation control and an empty block management unit that executes management of empty blocks.
  • the memory 107 stores a program group 350 and management information T250.
  • the program group 350 includes a defragmentation control program 300, an empty block management program 310, an additional write program P200, and a data protection program P400.
  • the management information T250 includes information used by the program group 350.
  • the management information T250 includes an object management table T200 and storage configuration / data protection management information T300.
  • the memory 107 is used as a cache memory for temporarily storing user data of the host computer 14 in addition to storing information for operating the storage apparatus 10 as described above. Sometimes used as memory.
  • the memory 107 provides the memory area 103 in FIG.
  • the memory 107 uses a volatile semiconductor memory such as a DRAM or a non-volatile semiconductor memory such as a storage class memory, and can access data faster than the flash package 80.
  • the program group 350 and management information 250 are shown in the memory area 103 as an example.
  • the program group 350 and management information 250 are stored in the memory area 103 of the memory 107 from the storage device 80. To be loaded.
  • the flash package 80 as a storage device stores programs, management information, and metadata necessary for realizing a desired function, and stores user data of the host computer 14 in this embodiment.
  • the flash package 80 provides a media area 104.
  • the flash package 80 is a storage device including a non-volatile non-transitory storage medium in the present embodiment, and may be connected via the network 2.
  • the defragmentation control program 300 executes an online defragmentation processing module 301 that executes defragmentation (online defragmentation) when an I / O request is received from the host, and defragmentation (offline offline) with respect to the I / O request from the host.
  • An off-line defrag processing module 302 that executes (defrag).
  • the free block management program 310 manages use / unuse of blocks, which are data storage units of the media area 104 (storage device 106) for storing user data.
  • the empty block management program 310 holds empty block management information indicating the address in the media area of the empty block, and updates the management information according to the data update in the media area 104.
  • the defragmentation control program 300 determines a physically continuous free area as a write destination of data read from the media area in cooperation with the free block management program 310. After the defragmentation is applied, the free block management program 310 manages a block in which data written in a new area is stored as a free block.
  • the storage apparatus 10 includes the processor 102 and the memory 107, and the memory 107 has a stripe data as a unit of data protection and a redundant code that enables error detection of the data in which area of which device.
  • the storage configuration / data protection application information T300 that is stored or managed is stored.
  • the processor 102 refers to the storage configuration / data protection application information T300 and is included in the stripe including the data to be updated. Online defragmentation is performed such that the free data after the data update is arranged in a continuous area and the free area after the data update is executed becomes a free area where data can be continuously arranged in units of stripes.
  • FIG. 4 is a block diagram of the flash package of the first embodiment.
  • the write data stored in the cache memory of the storage device 10 is temporarily stored in the package buffer 96 from the FE I / F 90 of the flash package 80 via the data transfer unit control unit 94. After that, the data is written into the FM chip 180 which is a flash memory chip via the BE I / F 98.
  • the processing in the flash package 80 at that time is executed by the package processor 92 under the flash package control program 104 in the package memory 99.
  • the package processor 92 as necessary, package information 106, FM chip information 108, real block information 110 for managing the physical space, virtual block information 112 for managing the logical space, and a theory for managing the correspondence between the physical space and the logical space.
  • the management information of the object conversion map (logical / physical conversion table) 114 is accessed.
  • a part other than the FM chip 180 is defined as the flash package controller 116.
  • FIG. 5 is a diagram for explaining the PG management information 70 constituting the storage configuration / data protection information T300.
  • FIG. 6A is a diagram for explaining the logical VOL management information 72 constituting the storage configuration / data protection information T300.
  • FIG. 6B is a diagram for explaining the object management table T200.
  • FIG. 5 shows the inside of the PG # 0 management information 120 as an example, but the storage system 100 has a plurality of PGs (Parity Groups), each of which has the same management information as the PG # 0 management information 120.
  • PGs Parent Groups
  • PG # 0 management information 120 includes used drive information 122 and stripe group management 132.
  • the used drive information 122 includes the logical volume (VOL) # 124 created by the PG, the RAID configuration 126 indicating the corresponding RAID level, the configured physical drive # 128, and the physical start address 130 of each physical drive # 128.
  • VOL logical volume
  • a stripe group is a management unit in which a certain unit is collected and grouped from each storage medium in the PG.
  • the stripe group management 132 manages the drive # in which redundant data is stored for each stripe group # 136 in the logical VOL 124 of the PG.
  • the drive management information may be changed depending on the number of redundant data.
  • RAID5 For example, in the case of RAID5, one of the P parity storage drives # 138 is managed, but in the case of RAID6, a Q parity storage drive is additionally required.
  • RAID 5 (3D + 1P) is described as an example, but in the present invention, other RAID levels such as RAID 4 and RAID 6 may be used.
  • RAID 5 will be described as an example.
  • the logical VOL management information 72 manages the logical start address 142 and PG # (number) 144 corresponding to each logical VOL # with respect to all logical VOL # 140 defined in the storage system 100.
  • the object management table T200 has a format of either T202 or T204.
  • a CheckPoint number C10 and a virtual address C12 are included.
  • the virtual address stored in the entry counted from the head to a certain host address is a virtual address in which data corresponding to the host address is stored. For example, when the host address is configured in units of 4 KB, the fourth entry from the top represents the host address 16 KB. Also, the checkpoint number when the host address data is updated is stored in C10, and the virtual address is stored in C12.
  • the length C14 is included. This indicates that the area from the virtual address C12 to the length C14 is a continuous area. If the data can be stored continuously, the number of entries in the metadata can be reduced, the ratio of the metadata to the data is further reduced, and the hit rate when the metadata is cached is improved.
  • free blocks are managed by bitmaps. For example, 1 bit represents the state of each block, and if the bit is 0, it is Free, if it is 1, it is Used.
  • bitmaps For example, 1 bit represents the state of each block, and if the bit is 0, it is Free, if it is 1, it is Used.
  • FIG. 7 is a diagram showing information held by the flash package 80 in the present embodiment.
  • Information held by the flash package 80 includes real block information 110, virtual block information 112, and a logical-physical conversion map 114.
  • the real block information 110 is information for managing a real block that is a space obtained by dividing a physical area in the flash package 80 into a uniform size. Each real block is assigned an ID.
  • the real block ID 152 stores a list of IDs of each real block and a real address corresponding to each ID. Some real blocks have free space.
  • the free space value of each real block is stored in association with the ID of each real block.
  • the free real block queue 156 includes information indicating which real block has free capacity.
  • IDs of real blocks (free real blocks) having free capacity are managed by the queue.
  • the virtual block information 112 is information for managing a virtual block that is a space obtained by dividing the logical area in the flash package 80 into a uniform size.
  • Each virtual block is assigned an ID.
  • As the virtual block ID 166 a list of IDs of each virtual block and a virtual address of the virtual block of each ID are stored in association with each other.
  • the size of the virtual block and the size of the real block are the same, but the number of virtual block IDs is equal to or greater than the number of real block IDs.
  • the virtual block data storage amount 168 indicates the amount of data that can be stored as a logical area and the current usage amount.
  • the logical-physical conversion map 170 is information for managing the correspondence between the virtual address 172 representing the virtual block and the real address 174 representing the real block.
  • FIG. 8A is a diagram illustrating an example of a defragmentation command issued by the defragmentation control program P300.
  • FIG. 8B is a diagram illustrating an example of a defragmentation command issued by the data protection program P400.
  • the defragmentation command is a special command issued by the storage to the device when the logical / physical address conversion table of the device can be controlled from the outside.
  • the defragmentation command 272 in FIG. 8A is created by the defragmentation control program P300 and sent to the data protection program P400.
  • the defragmentation command 272 includes a defragmentation ID 273, a type 274, a migration source virtual address 275, and a migration destination virtual address 276.
  • the defragmentation command 282 is sent by the data protection program P400 to the device (flash package 80).
  • the defragmentation command 282 is obtained by converting the migration source virtual address 275 and the migration destination virtual address 276 of the defragmentation command 272 created by the defragmentation control program P300 into physical addresses.
  • the defragmentation command 282 includes a defragmentation ID 283, a type 284, a migration source physical address 285, and a migration destination physical address 286.
  • the defragmentation command may be a single command with a single record with the movement source and the movement destination as a set, or a single command with a plurality of records as a list.
  • the physical address in the defrag command 282 is a virtual address in the device. In the device, data is stored at a real address corresponding to the virtual address.
  • the defragmentation ID 283 is an ID for identifying defragmentation.
  • the type 284 indicates the type of defragmentation. Defragmentation types include copy, move, and ZERO write. When the type is copy defragmentation, in the logical-physical address conversion table in the device, the data of the real address corresponding to the movement-source physical address 285 (virtual address in the device) is changed to the real of the movement-destination physical address 286 (virtual address in the device). Copy to address.
  • the type is defragmentation of migration
  • the actual data indicated by the migration source physical address 285 and the migration destination physical address 286 is exchanged in the logical-physical address conversion table in the device.
  • processing is performed in which the migration destination physical address 286 is ZERO in the logical-physical address conversion table in the device.
  • a bit indicating ZERO may be set in the movement destination physical address 286 (virtual address in the device), or data in the real address of the movement destination physical address 286 may be set to ZERO.
  • the device when the ZERO write processing is performed on the physical address to be read from which a read request has been sent to the device, the device returns ZERO padding data in response to the read request. Thereby, the processing of the in-device logical physical address conversion table is completed.
  • FIG. 9 is a flowchart showing an outline of online defragmentation processing.
  • the additional writing program P200 receives an update request from the host or an update request generated inside the system (step S12).
  • the update write program P200 once caches the update data in the memory (step S14). If the memory is a battery-backed DRAM or a non-volatile memory, the write-once program P200 sends a response to the update request to the host after copying the update data to another node. In that case, the processing after step S16 is performed asynchronously with the update request from the host.
  • the online processing P302 of the defragmentation control program P300 confirms the data protection level with reference to the storage configuration / data protection application information T300 (step S16), and can the data be updated based on the data protection level by full stripe write? It is determined whether or not (step S18).
  • the defragmentation control program P200 proceeds to step S22 when full stripe write is performed, and proceeds to step S19 when full stripe write is not performed.
  • the online processing P302 refers to the object management table T200 based on the address designated as update data in the update request from the host, and has not yet configured the stripe including the update data.
  • the virtual address of the updated data is confirmed (step S19), and the unupdated data is read from the medium using the virtual address (step S20).
  • step S19 all data constituting the stripe is prepared, and the online process P302 proceeds to step S22.
  • step S22 the additional writing program P200 requests the free block management program P310 to assign a free block to the data.
  • the free block management program P310 refers to the storage configuration / data protection application information T300, searches the bitmap for a free virtual address where the data placement destination before writing and after writing is the same device, and finds the virtual address in the bitmap. Change during use and assign to each data.
  • the additional writing program P200 takes over the assigned virtual address information and data to the data protection program P400.
  • the data protection program P400 generates a parity, converts the virtual address into a physical address, and assigns the physical address to the parity (step S24).
  • the write-once program P200 determines whether or not the update request process is a full-triple write (step S26). The write-once program P200 proceeds to step S36 if the update request is a full stripe write, and proceeds to step S28 if the update request is not a full stripe write.
  • step S28 the data protection program P400 determines whether the device can control the logical-physical address conversion table from the outside. Whether the logical-physical address conversion table can be controlled from the outside may be set by the administrator in the management computer 15 or may be automatically detected by the storage apparatus 10.
  • the data protection program P400 When the logical-physical address conversion table cannot be controlled from the outside, the data protection program P400 writes the update data including the parity and the surrounding unupdated data (step S30). On the other hand, if the logical-physical address conversion table can be controlled from the outside, the data protection program P400 first writes the update data including the parity (step S32), and further, for the unupdated data portion, the device defragmentation copy command Is issued and its command is issued (step S34). If the data constituting the stripe is insufficient and ZERO data is substituted, a defragmentation ZERO command is created and the command is issued. Furthermore, on the device side, a logical physical address conversion table update process described later is performed (step S100).
  • the write-once program P200 When the write-once program P200 confirms that the data has been successfully written, it updates the assigned address in the object management table T200 (step S36). Further, the additional write program P200 registers the old virtual address of the update data in the release block list (step S38).
  • the release block list (not shown) shows the block address of the media area 104 that can be released due to an increase in defragmentation or checkpoints.
  • the released block collection processing module may associate an address in the released block list with the checkpoint and store the update data in the media area 104 indicated by the address. In the configuration, the release block list is created for each checkpoint.
  • step S36 and step S38 update processing of update data for the update request inside the system accepted in step S12 is performed.
  • the processor 102 arranges data to be updated in a free area of the same device as the device in which the data was arranged before the data update. Thereby, the time required for data update can be shortened by updating the data in online defragmentation in the same device.
  • the processor 102 writes the updated data in a new area with a redundant code calculation for the data to be updated, and performs a redundant code calculation for data that is not updated. No data copy. As a result, only the data to be updated is newly written, and the data that is not updated is processed by the data copy that does not involve the operation of the redundant code, so that the data update that involves online defragmentation can be realized in a short time.
  • the device holds logical / physical address conversion information (logical / physical conversion map 114) that associates a virtual address with a real address in a rewritable manner. It is executed by updating the address translation information. As a result, data copying is realized by updating the logical-physical address conversion table, so that data updating with online defragmentation can be executed in a short time.
  • FIG. 10 is a flowchart showing offline defragmentation processing. Offline defragmentation is executed when the load due to a request from the host is low.
  • the offline defragmentation process P302 acquires the status of the empty block from the empty block management program P310 (step S52). Next, the offline defragmentation process P302 generates a list of objects stored in the media area 104 based on the object management table T200 (step S54). Further, the offline defragmentation process P302 selects an object from the list (step S56).
  • the offline defragmentation process P302 refers to the object management table T200 of the selected object (step S58), and a larger free block is created by moving the data at the virtual address registered in the object management table T200. It is confirmed whether there is a virtual address (step S60).
  • the fact that a larger empty block is created by data movement means that a virtual address around the empty block is found from the virtual addresses registered in the object management table T200.
  • virtual addresses that are separated by a stripe column are determined as close addresses. If there is no virtual address that allows a larger empty block, the offline defragmentation process P302 proceeds to step S74. If there is a virtual address that allows a larger empty block, the offline defragmentation process P302 proceeds to step S62.
  • step S62 the offline process P302 determines whether or not the logical / physical address conversion table of the device can be controlled from the outside. If possible, the offline process P302 proceeds to step S64, otherwise proceeds to step S66.
  • step S64 the offline process P302 creates a defragmentation command 272 whose type is migration, and passes the defragmentation command 272 to the data protection program P400.
  • the data protection program P400 converts the defragmentation command 272 into a defragmentation command 282 including parity, and issues the defragmentation command 282.
  • the device side Upon receiving the defragmentation command 282, the device side performs processing for updating a logical-physical address conversion table in the device, which will be described later (step S100).
  • step S66 the off-line process P302 instructs the data protection program P400 to read the virtual address of the data constituting the stripe including the data to be defragmented.
  • the data protection program P400 converts the virtual address into a physical address and performs a read process.
  • the offline process P302 performs a full stripe write process on the read data to the virtual address of the empty block.
  • the data protection program P400 performs parity calculation, converts the virtual address to a physical address, and performs a writing process (step S68).
  • the offline process P302 updates the object management table T200 as the data moves (step S70). Further, the offline process P302 instructs the free block management program P310 to change the state of the virtual address before the data movement to a free block while using the state of the virtual address of the data movement destination.
  • the empty block management program P310 updates the bitmap according to the instruction. Further, the offline process P302 updates the state of the empty block obtained in step S52 in accordance with the data movement (step S72).
  • step S74 determines whether or not sufficient continuous free blocks have been secured. When sufficient continuous free blocks can be secured, the offline process P302 completes the process. Otherwise, the offline process P302 proceeds to step S76. In step S73, the offline process P302 determines whether or not the next object remains in the list. If the next object exists, the offline process P302 returns to step S56 and repeats the subsequent processes. If the next object does not exist, the offline process P302 completes the process.
  • FIG. 11 is a flowchart showing processing on the device side that has received the defragmentation command.
  • the flash package control program 104 When the flash package control program 104 receives the defragmentation command, it analyzes it (step S102). Thereafter, the flash package control program 104 determines the command type of the defragmentation command (step S104).
  • the flash package control program 104 deletes the data of the real address indicated by the virtual address in the device described in the destination address described in the command (step S106). Thereafter, the flash package control program 104 updates the real address of the migration destination virtual address with the real address indicated by the migration source virtual address in the device (step S108).
  • deduplication processing may be performed in which the virtual addresses of both the movement source and the movement destination indicate the same data. In that case, a link is set from a plurality of virtual addresses to the same real address, and an overlapping state in which the same data exists in the plurality of real addresses is eliminated.
  • the number of links decreases each time a request is made to delete data with links set from multiple real addresses, and when the number of links reaches zero, the actual data Deletion is performed.
  • step S104 If it is determined in step S104 that the type of the defragmentation command is zero (ZERO writing), the flash package control program 104 performs processing for setting the data to zero for the migration destination virtual address in the device (step S110). For example, a bit indicating ZERO may be set in the destination virtual address, or the data in the real address may be actually set to ZERO.
  • processing indicating that the data at the virtual address is ZERO is performed, the device returns data filled with ZERO when a read request specifying the virtual address is received. Thereby, the processing of the in-device logical physical address conversion table is completed.
  • the flash package control program 104 swaps the real address of the migration source virtual address and the migration destination virtual address in the device (step S112). .
  • the flash package control program 104 repeats the processing from step S104 onward so as to sequentially process the individual commands of the respective records (step S114). If there is no next defragmentation command, the flash package control program 104 ends the process.
  • the processor 102 updates the logical-physical address translation information so as to eliminate duplication of the same data by associating the data of the same real address with a plurality of virtual addresses.
  • the data copy is realized.
  • the processor 102 moves the data in the logical-physical address conversion information by exchanging the real address associated with the migration source virtual address and the real address associated with the migration destination virtual address. Realize.
  • FIG. 12 is a flowchart showing the processing of the released block collection processing module.
  • the storage system 100 holds checkpoint management information (not shown) that associates checkpoints with block addresses.
  • the released block collection processing module searches for and selects the oldest checkpoint in the checkpoint management information (step S501), and the selected oldest checkpoint is (latest checkpoint-maintained checkpoint). Number N) It is determined whether or not the check point is before (step S502).
  • the maintenance checkpoint number is information indicating how far the checkpoint is maintained from the latest checkpoint currently being processed. The process of step S502 determines whether or not the selected oldest checkpoint is a checkpoint to be maintained.
  • checkpoint data is selected and saved as a snapshot.
  • a checkpoint selected as a snapshot can be designated from the management computer 15.
  • the release block collection processing module reads the release block list 510 for each checkpoint and performs release processing.
  • the release processing includes trim processing and the like.
  • the release processing is performed up to (the latest checkpoint ⁇ the number N of maintenance checkpoints).
  • step S502 If the determination result of step S502 is negative (S502: NO), the released block collection processing module ends the process. If the determination result of step S502 is affirmative (S502: YES), the released block collection processing module reads the released block list 510 of the selected checkpoint (step S503). Subsequently, the released block collection processing module performs a released block release process (trim process) (step S504). However, if the device does not support trim processing or if the trim processing is not set, step S504 is skipped. Subsequently, the free block management program P310 changes the release block address of the release block list 510 to a free block (step S505), and returns to step S501. Through the above processing, unused blocks can be released and efficient use of the storage area can be realized.
  • the processing of the above embodiment can be organized as follows.
  • the memory 107 in FIG. 3 stores storage configuration / data protection application information T300 for managing in which area of which device data of a stripe serving as a unit of data protection and a redundant code that enables error detection of the data are stored.
  • the processor 102 executes the data update. Online defragmentation with the update of logical-physical address translation information is performed so that the subsequent free area becomes a free area where data can be continuously arranged in units of stripes.
  • the processor 102 moves data by updating the logical physical address translation information.
  • the processes required for online defragmentation or offline defragmentation include a process of copying data, a process of moving data, and a process of zeroing data.
  • the processor 102 updates the real address corresponding to the migration destination virtual address with the data of the real address corresponding to the migration source virtual address.
  • the processor 102 exchanges the data of the real address corresponding to the virtual address of the movement source and the data of the real address corresponding to the virtual address of the movement destination.
  • the processor 102 sets the data of the destination virtual address to zero.
  • FIG. 13 is a block diagram showing a configuration example of the storage system.
  • the storage system 100 includes a server 500, a block storage 600, and a plurality of storage device management units 700, 701, and 702.
  • the server 500 and the block storage 600 are connected via the network 4.
  • the network 4 is a SAN (Storage Area Network).
  • the server 500 is a file server and includes a processor 512, a memory 503, a network interface 515, and a storage interface 519, and is connected to the network 4 via the storage interface 519.
  • the block storage 600 includes a processor 612, a memory 603, a storage interface 619, a network interface 615, and a storage device module interface 629, and is connected to the network 4 via the storage interface 619.
  • the server (file server) 500 and the block storage 600 mutually transmit and receive commands and user data via the network 4 for updating and referencing user data.
  • the data protection program P400 stored in the memory area 103 of FIG. 1 is arranged in the block storage 600 as a program group P350b, and other program groups and table groups are arranged in the server 500 as the program group P350a and management information T250a.
  • the program group 350a arranged in the server 500 includes an additional writing program P200, a defragmentation control program P300, and an empty block management program P310.
  • the table group T250a stored in the server 500 includes an object management table T200 and storage configuration / data protection application information T300.
  • the processor 512 executes the program group P350a while using the management information T250a.
  • the processor 612 executes the program group P350b while using the management information T250b.
  • FIG. 13 shows an example of file storage, the same can be said even if the processing performed by the file storage is replaced with an application.
  • FIG. 14 is a block diagram showing another configuration example of the storage system.
  • the storage system 100 includes a server 500 and storage device management units 700, 701, and 702.
  • the server 500 includes a processor 512, a memory 503, a network interface 515, and a storage interface 519, similarly to the configuration example shown in FIG.
  • the processor 512 uses the management information T250 on the memory 503 to execute the program group P350.
  • the data protection program P300 shown in FIG. 1 and other program groups are composed of application programs.
  • An application corresponding to a program group other than the data protection program P300 is, for example, a database.
  • the data protection program P300 may be incorporated in the application, or may be configured as another application.
  • the present invention for speeding up the defragmentation process while maintaining the I / O performance from the host device has been described according to the embodiment.
  • the present invention is not limited to the above-described embodiment, and various Various modifications are included.
  • the above-described embodiments have been described in detail for easy understanding of the present invention, and are not necessarily limited to those having all the configurations described.
  • a part of the configuration of one embodiment can be replaced with the configuration of another embodiment, and the configuration of another embodiment can be added to the configuration of one embodiment.
  • each of the above-described configurations, functions, processing units, and the like may be realized by hardware by designing a part or all of them with, for example, an integrated circuit.
  • Each of the above-described configurations, functions, and the like may be realized by software by interpreting and executing a program that realizes each function by the processor.
  • Information such as programs, tables, and files for realizing each function can be stored in a memory, a hard disk, a recording device such as an SSD (Solid State Drive), or a recording medium such as an IC card or an SD card.

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Abstract

ストレージシステムは、データを保存するデバイスと、前記デバイスによるデータの保存を管理する計算機とを有し、前記計算機がプロセッサとメモリを有し、前記メモリは、データ保護の単位となるストライプのデータおよび該データの誤り検出を可能にする冗長コードがどのデバイスのどの領域に格納されているか管理するストレージ構成／データ保護適用情報を記憶し、前記プロセッサは、データ更新を実行するとき、前記ストレージ構成／データ保護適用情報を参照し、更新するデータを含むストライプに含まれているデータを連続した領域に配置し、かつ、前記データ更新を実行した後の空き領域がストライプの単位でデータを連続して配置できる空き領域となるように、オンラインデフラグを行う。

Description

ストレージシステム、計算機、およびストレージ制御方法
　本発明は、ストレージシステムにおけるデフラグに関する。
　本技術分野の背景技術として、特許文献１がある。特許文献１に開示されているストレージ装置は、ホストからデータを参照する要求（ホスト参照要求）を受けると、それに応答して通常の参照処理を行う。
　参照処理において、ストレージ装置は、要求されたデータを含むオブジェクト内で連続したデータを取得する。このオブジェクト内で連続したデータを、論理的に連続したデータと呼ぶことにする。ストレージ装置は、論理的に連続したデータを取得したとき、それらのデータの物理的な位置が連続していなければ、それらのデータを次のディスクに書き出すとき物理的に連続した領域に書き出す。
　特許文献１には、更に、ストレージ装置が、ホストからデータを更新する要求（ホスト更新要求）を受けると、ライトデータだけでなく、そのライトデータのオフセット周辺の論理的に連続したデータを読み出して、ライトデータと共にディスクに書き込むという動作が開示されている。
米国特許８３５９４３０号
　通常、ストレージ装置ではストライプというデータの塊を単位としてデータ保護が適用される。データ保護のためのパリティもストライプ単位に付加される。ストレージ装置は、ランダムな領域へのデータの書き込み（ランダムライト）を行う場合、読み出したデータが正常であることをパリティにより確認し、データを更新してパリティを計算し直し、データおよびパリティを書き込む。
　特許文献１のストレージ装置は、ホスト参照要求あるいはホスト更新要求を受けたときに実行する処理において、このストライプを意識しない。そのため、ホストから参照あるいは更新を要求されたデータのオフセット周辺のデータを読み出し、要求されたデータと共に周辺のデータを新たな領域に書き出すとき、データ保護を適用するためにランダムライトによってストライプの一部を更新することになる。
　ストライプの一部更新は、データ保護のためのパリティを更新するためにストライプのデータおよびパリティを読み出し、パリティを更新し、新たな領域にデータおよびパリティを書き出すという処理が必要となる。これは、ストライプ全体をまとめて行なう更新（フルストライプライト）の場合に比べて効率が悪く、ストレージ装置の性能を低下させる。
　また、デフラグにより連続した空き領域を作るためにデータを移動させるときも同様にランダムライトにより性能が低下する。特に近年、Ｉ／Ｏにおいて参照あるいは更新されるデータには様々なサイズが混在している。そのため、特にサイズが大きいデータをフルストライプライトすることが性能の向上につながる。
　本発明の目的は、ホスト参照要求あるいはホスト更新要求（ホストＩ／Ｏ要求）の処理性能が低下するのを抑制しつつ、デフラグを高速化することである。
　本発明の一態様によるストレージシステムは、データを保存するデバイスと、前記デバイスによるデータの保存を管理する計算機とを有し、前記計算機がプロセッサとメモリを有し、前記メモリは、データ保護の単位となるストライプのデータおよび該データの誤り検出を可能にする冗長コードがどのデバイスのどの領域に格納されているか管理するストレージ構成／データ保護適用情報を記憶し、前記プロセッサは、データ更新を実行するとき、前記ストレージ構成／データ保護適用情報を参照し、更新するデータを含むストライプに含まれているデータを連続した領域に配置し、かつ、前記データ更新を実行した後の空き領域がストライプの単位でデータを連続して配置できる空き領域となるように、オンラインデフラグを行う。
　これによれば、データがストライプ単位で連続した領域に書き込まれ、かつ、ストライプのデータが連続して配置できる空き領域が確保されるので、その後のデフラグにおいて、データの読み出しおよび書き込みを、ストライプ単位で、連続した領域で行うことができ、Ｉ／Ｏ要求の処理性能が低下するのを抑制しつつ、デフラグを高速化することである。　
本発明の一態様によれば、ホストＩ／Ｏ要求の処理性能の低下を抑制しつつ高速なデフラグ処理を提供する。
本実施例の計算機システムにおけるオンラインデフラグ処理の概要を模式的に示す図である。 本実施例の計算機システムにおけるオフラインデフラグ処理の概要を模式的に示す図である。 本実施例にかかるストレージ装置１０の構成例を示すブロック図である。 実施例１のフラッシュパッケージのブロック図である。 ストレージ構成／データ保護情報Ｔ３００を構成するＰＧ管理情報７０を説明するための図である。 ストレージ構成／データ保護情報Ｔ３００を構成する論理ＶＯＬ管理情報７２を説明するための図である。 オブジェクト管理テーブルＴ２００を説明するための図である。 本実施例におけるフラッシュパッケージ８０が保持する情報を示す図である。 デフラグ制御プログラムＰ３００が発行するデフラグコマンドの一例を示す図である。 データ保護プログラムＰ４００が発行するデフラグコマンドの一例を示す図である。 オンラインデフラグ処理の概要を示すフローチャートである。 オフラインデフラグ処理を示すフローチャートである。 デフラグコマンドを受け付けたデバイス側の処理を示すフローチャートである。 解放ブロック回収処理モジュールの処理を示すフローチャートである。 ストレージシステムの構成例を示すブロック図である。 ストレージシステムの他の構成例を示すブロック図である。
　本発明の実施例を図面を参照して説明する。なお、以下に説明する実施例は特許請求の範囲にかかる発明を限定するものではなく、また実施例で説明されている諸要素及びその組み合わせの全てが発明に必須であるとは限らない。
　なお、以下の説明では、「ＸＸテーブル」の表現にて各種情報を説明することがあるが、各種情報は、テーブル以外のデータ構造で表現されていても良い。データ構造に依存しないことを示すために「ＸＸテーブル」を「ＸＸ情報」と呼ぶことができる。
　また、以下の説明では、プログラムを主語として処理を説明する場合があるが、プログラムをハードウェアの自体、またはハードウェアが有するプロセッサ（例えば、ＭＰ（Ｍｉｃｒｏ　Ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ））によって実行することで、定められた処理を、適宜に記憶資源（例えばメモリ）及び／又は通信インターフェースデバイス（例えばポート）を用いながら行うため、処理の主語がハードウェアとされても良い。また、プログラムソースは、例えば、プログラム配布サーバ又は記憶メディアであっても良い。
　以下において、ストレージシステムにおけるデフラグ技術が開示される。ストレージシステムは、１以上の記憶デバイスを含む。以下において、１以上の記憶デバイスが与える記憶領域をメディア領域と呼ぶ。また、本発明は、ストレージシステムに限らず、ＤＢ（ＤａｔａＢａｓｅ）などのアプリでもよい。
　ストレージシステムにおけるメディア領域の入出力性能は、格納されるデータへのランダム及びシーケンシャルアクセスのパターンに制限される。メディア領域へのアクセスは、メディア領域において定義されるアドレスを使用する。メディア領域で定義されるアドレスは、例えば、論理ブロックアドレス（ＬＢＡ）である。
　例えば、ランダムライトの性能は、シーケンシャルライトの性能と比較して低い。それは、ランダムライトは、データ保護を適用するストライプの一部データ更新である。ストライプの一部データ更新は、既にデータ保護を適用しているストライプの旧データ・旧パリティを、新データを保護するために更新するために、旧データ・旧パリティの読み出し・更新・書き出しが必要になるからである。対して、シーケンシャルライトは、ストライプを構成する新データからパリティを計算し、そのまま書き出せばよい。そのため、シーケンシャルライト性能が高い。従って、シーケンシャルアクセス要求は、なるべくランダムアクセスとならないようにデータを配置することが、ストレージシステムの入出力性能の向上に有効である。
　ストレージシステムは、データを、論理的にまとまったデータであるオブジェクトごとに管理する。オブジェクトとしては、通常のファイルの他、アーカイブファイル、バックアップファイル、ボリューム、仮想計算機のボリュームファイルのような、通常のファイルを集約したファイルがある。オブジェクトは、ファイルの一部でもあり得る。
　データの更新要求（上書・追加・削除）は、更新データを追記書きしシーケンシャルライトに変更する処理などにおいて、空き領域が十分にあれば、ストライプライトとなり性能が向上する。しかし、データ更新時は、旧データ位置が空きブロックに変更となる。したがって、空き領域を再利用する場合に、空き領域がランダムとなり、ランダムライトにより、入出力性能が劣化する。
　対策としてデフラグの適用がある。しかし、デフラグは、オブジェクトをメディア領域から読み出し（ランダムアクセス）し、そのデータをランダムとなった空きブロックへ書き込む（ランダムライト）必要があり、負荷が重く、システムの性能を低下させる。
　以下に説明するストレージシステムは、オンラインデフラグを実行する。オンラインデフラグは、ホストからの更新要求（ホスト更新要求）の処理におけるデフラグである。
　一例において、ストレージシステムは、ホスト更新要求時に、更新要求されたデータと、オブジェクト内で更新要求されたデータに連続しストライプを構成するデータを読み出し、それらを新規連続領域へ、ストライプ全更新ライトする。旧データ位置は、空きブロックとして再利用されるため、必ずストライプ分の連続空き領域を確保することができる。
　ここで、オブジェクト内のデータ位置は、ホストアドレスにより示される。本開示において、オブジェクト内でのデータ位置を論理的な位置と呼ぶことがある。同様に、オブジェクト内でホストアドレスが連続するデータを、論理的に連続したデータと呼ぶことがある。これに対して、データ保護プログラムが管理し、上位に見せる連続アドレスに格納されているデータを、物理的に連続するデータと呼ぶことがある。上述のように、データ保護プログラムが上位に見せるアドレスは、例えば、仮想ＬＢＡ（論理ブロックアドレス）で示される。
　以下では、メディア領域におけるデータ保護プログラムが上位に見せるデータ格納単位領域を単にブロックと呼ぶ。
　一例において、ストレージシステムは、予め指定されているオブジェクトに対してのみ、ホスト更新要求時のオンラインデフラグを実行する。
　一例において、ストレージシステムは、オンラインデフラグと共に、オフラインデフラグを実行する。オフラインデフラグは、ホスト要求と非同期のデフラグである。オンラインデフラグがオブジェクトのランダムなデータ配置を減少させるため、オフラインデフラグの処理負荷が軽減し、システム入出力性能の低下が抑制できる。
　以下、実施例について説明する。
　図１は本実施例の計算機システムにおけるオンラインデフラグ処理の概要を模式的に示す図である。全体の計算機システムは、ストレージシステム１００と、複数のホスト計算機１４と、管理計算機１５とを含む。これらはネットワーク２により接続されている。
　ホスト計算機１４は、ストレージシステム１００のリソースにアクセスし、業務を行う計算機である。ネットワーク２は、ホスト計算機１４とストレージシステム１００との間のユーザデータ及び管理計算機１５と他の装置との間の管理データの通信用のネットワークであって、一例において、ＩＰネットワークである。
　図１において、ストレージシステム１００はオブジェクトを保持し、ホスト計算機１４からそのオブジェクトへのアクセスを受け付ける。
　ストレージシステム１００のメモリ領域１０３は、追記書きプログラムＰ２００、デフラグ制御プログラムＰ３００、データ保護プログラムＰ４００、および空きブロック管理プログラムＰ３１０を格納している。デフラグ制御プログラムＰ３００は、オンラインデフラグ処理Ｐ３０１とオフラインデフラグ処理Ｐ３０２とを含む。
　追記書きプログラムＰ２００は、データを更新する要求（データ更新要求あるいは更新要求）により、更新されたデータを新規空き領域へ書き込む。その際、オンラインデフラグ処理Ｐ３０１および空きブロック管理プログラムＰ３１０と連携して、新規書き込み先を決定する。追記書きプログラムＰ２００は、オブジェクトのユーザデータ及び管理情報（メタデータ）の双方の更新をトラッキングし、更新データをログに記録する。ログされる更新時点をチェックポイントと呼ぶ。そのため、追記書きプログラムＰ２００は、過去のチェックポイントから一部又は全部のチェックポイントを選択し、その選択したチェックポイントの更新データを、スナップショットとして保存することで、ストレージシステムのスナップショットを自動かつ連続的に生成することができる。
　追記書きプログラムＰ２００は、オブジェクトを更新するとき、オブジェクトの更新箇所に対応するメディア領域１０４上のブロックのデータに、更新データを上書きせずに、更新データをメディア領域１０４上の別のブロックに書き込む。これにより、任意チェックポイントのデータを復元することができる。なお、メモリ領域１０３上では、ファイルの更新箇所に対応するブロックのデータは、更新データで上書きされる。
　オンラインデフラグ処理３０１は、ホスト計算機１４から更新要求を受信すると、当該更新要求の参照先オブジェクトのオブジェクト管理テーブルＴ２００を参照し、更新を要求されたデータ（更新要求データあるいは更新データに加え、オブジェクト内で更新要求データに連続しストライプを構成するデータ（論理的に連続したデータ）をメディア領域１０４から読み出す。
　空きブロック管理Ｐ３１０は、ストレージ構成／データ保護適用情報Ｔ３００を参照し、データの新規書き込み先のアドレスとして、旧データが格納れていたデバイスと同じデバイスになるように、空きブロックを割り当てる。
　データ保護プログラムＰ４００は、ストライプを構成するデータから新規にパリティを算出し、データとパリティをメディア領域１０４へ書き込む。
　図１の例において、Ｄ１を構成するストライプは、Ｄ０、Ｄ１、ＰＤ０１であるとする。そこに、ホストからＤ１を更新要求データＤ１＊に更新する更新要求を受けると、ストレージシステム１００は、オブジェクト管理テーブルＴ２００を参照し、Ｄ１を含むストライプの構成がＤ０，Ｄ１であることを検知する。ストレージシステム１００は、Ｄ０を読み込み、Ｄ０とＤ１＊からパリティＰＤ０１＊を新たに計算し、Ｄ０、Ｄ１、ＰＤ０１をそれぞれ新規領域へ書き込む。
　ただし、デバイス（フラッシュパッケージ８０）における仮想アドレスと実アドレスを対応づけた論理物理アドレス変換表を外部から制御できる場合には以下のように処理してもよい。ストレージシステム１００は、空きブロック管理モジュールＰ３１０が新旧データの格納先が同じデバイスになるように、データの書き込み先として空きブロックを割り当てる。そして、ストレージシステム１００は、更新データＤ１＊については新たなデータ領域へ実際に書き込む。一方、更新されないデータ（未更新データ）Ｄ０については、ストレージシステム１００は新アドレスＧ０へそのデータをコピーすることを指示するデータコピーコマンドを発行する。
　フラッシュパッケージ＃０は、そのデータコピーコマンドを受領すると、仮想アドレスＧ０がＤ０が格納されている実アドレスを指すように論理物理アドレス変換表を更新し、それまで仮想アドレスＧ０が指していた実アドレスのデータＧ０を解放する。ここでは、フラッシュパッケージ＃０は、Ｄ０のデータコピーを実行するとき、フラッシュパッケージ内での重複を排除する処理を適用し、フラッシュパッケージ内の仮想アドレスは２つのアドレスを持つ。このときその２つの仮想アドレスを同一の実アドレスに対応づけ、同一の実データを指すようにしてもよい。これにより、書き込みの処理が失敗したときに元の状態に戻すロールバックが可能になる。
　図２は本実施例の計算機システムにおけるオフラインデフラグ処理の概要を模式的に示す図である。
　オフラインデフラグ処理Ｐ３０２は、ホストからの要求による負荷が低いときに実施される。
　オフラインデフラグ処理Ｐ３０２は、オブジェクト管理テーブルＴ２００を参照し、空きブロック管理プログラムＰ３１０と連携して、より連続した空き領域ができるように、データの移動を行う。オンラインデフラグにより、ストライプ単位でデータが並び、かつ、ストライプ単位で空き領域ができているため、オフラインデフラグは、ストライプ読み出し、およびストライプ書き出しにより実施することが可能である。
　さらに、デバイスの論理物理アドレス変換表を外部から制御できる場合には、オフラインデフラグ処理Ｐ３０２は、データとパリティを含めたデータ移動を指示するコマンドを発行する。コマンドを受領したフラッシュパッケージは、論理物理アドレス変換表の更新を行うだけで、オフラインデフラグを完了することができる。
　図２の例において、空き領域Ｃ０，Ｃ１，ＰＣ０１へ、データＤ０，Ｄ１＊とパリティＰＤ０１＊を移動する場合には、フラッシュパッケージ内の仮想アドレスを入れ替えるだけで完了させる。このとき、実際にデータを移動したり、コピーしたりする必要がないので、高速なデフラグが可能である。
　本実施例によれば、オンラインデフラグ処理により、ストライプ単位でデータが連続に配置され、さらにストライプ単位の空き領域が確保できるため、ＩＯサイズの大きいデータの書き込み処理を常にフルストライプライトにより実施することができ、ライト性能を向上することができる。
　更に、本実施例によれば、オンラインデフラグで物理的なデータ配置が連続となったデータが増えるので、オフラインデフラグ処理の負荷が軽減する。
　図３は、本実施例にかかるストレージ装置１０の構成例を示すブロック図である。ストレージ装置１０はストレージシステム１００の処理部であり、図３にはその概略のハードウェア構成が示されている。ストレージ装置１０は、管理計算機１５、複数のホスト計算機１４に、ネットワーク２を介して接続されている。ネットワーク２は、例えばＷＡＮ（Ｗｉｄｅ　Ａｒｅａ　Ｎｅｔｗｏｒｋ）、ＬＡＮ（Ｌｏｃａｌ　Ａｒｅａ　Ｎｅｔｗｏｒｋ）、ＳＡＮ（Ｓｔｏｒａｇｅ　Ａｒｅａ　Ｎｅｔｗｏｒｋ）、インターネット、公衆回線または専用回線などであってよい。
　ストレージ装置１０は、プロセッサ１０２、メモリ１０７、記憶デバイス１０６及びＦＥ（ＦｒｏｎｔＥｎｄ）Ｉ／Ｆ１０５、およびＢＥ（ＢａｃｋＥｎｄ）Ｉ／Ｆ１０６を含む。これらはストレージ装置１０の各部は内部バス８２を介して接続されている。ＢＥ　Ｉ／Ｆ７４は、スイッチ（ＳＷ）を介してフラッシュパッケージ８０と接続されている。フラッシュパッケージ８０を複数個集めたものをフラッシュパッケージグループ７６と定義し、フラッシュパッケージグループ７６が複数個あっても構わない。フラッシュパッケージグループ７６間で冗長データを作成しても良い。
　プロセッサ１０２は、メモリ１０７に格納されているプログラムに従って、メモリ領域１０３に格納されている情報を使用して動作することで、ストレージ装置１０の様々な機能部として動作する。例えば、プロセッサ１０２は、デフラグ制御を実行するデフラグ制御部、及び空きブロックの管理を実行する空きブロック管理部として動作する。
　メモリ１０７は、プログラム群３５０及び管理情報Ｔ２５０を格納している。プログラム群３５０は、デフラグ制御プログラム３００、空きブロック管理プログラム３１０、追記書きプログラムＰ２００、およびデータ保護プログラムＰ４００を含む。管理情報Ｔ２５０は、プログラム群３５０が使用する情報を含む。管理情報Ｔ２５０は、オブジェクト管理テーブルＴ２００、およびストレージ構成／データ保護管理情報Ｔ３００を含む。
　さらに、メモリ１０７は、上記のようなストレージ装置１０が動作するための情報を格納する他に、ホスト計算機１４のユーザデータを一時的に格納するキャッシュメモリとしても用いられ、さらに、プロセッサ１０２のワークメモリとして用いることもある。メモリ１０７は、図１におけるメモリ領域１０３を提供する。メモリ１０７には、ＤＲＡＭ等の揮発性半導体メモリまたはＳｔｏｒａｇｅ　Ｃｌａｓｓ　Ｍｅｍｏｒｙ等の不揮発性半導体メモリが使用され、フラッシュパッケージ８０よりも高速なデータアクセスが可能である。
　説明の便宜上、一例として、プログラム群３５０及び管理情報２５０はメモリ領域１０３内に示されているが、典型的には、プログラム群３５０及び管理情報２５０は、記憶デバイス８０からメモリ１０７のメモリ領域１０３にロードされる。
　記憶デバイスであるフラッシュパッケージ８０は、所望の機能を実現するために必要なプログラム、管理情報、およびメタデータを格納する他、本実施例において、ホスト計算機１４のユーザデータを格納する。フラッシュパッケージ８０は、メディア領域１０４を提供する。例えば、フラッシュパッケージ８０は、本実施例では不揮発性の非一時的記憶媒体を備える記憶デバイスであり、ネットワーク２を介して接続されてもよい。
　デフラグ制御プログラム３００は、上述のように、ホストからＩ／Ｏ要求を受領したときにデフラグ（オンラインデフラグ）を実行するオンラインデフラグ処理モジュール３０１と、ホストからのＩ／Ｏ要求と非同期にデフラグ（オフラインデフラグ）を実行するオフラインデフラグ処理モジュール３０２を含む。
　空きブロック管理プログラム３１０は、ユーザデータを格納するメディア領域１０４（記憶デバイス１０６）のデータ格納単位であるブロックの使用／未使用を管理する。空きブロック管理プログラム３１０は、空きブロックのメディア領域内アドレスを示す空きブロック管理情報を保持し、メディア領域１０４におけるデータ更新に応じて当該管理情報を更新する。
　デフラグ制御プログラム３００は、空きブロック管理プログラム３１０と連携して、メディア領域から読み出したデータの書き出し先として、物理的に連続した空き領域を決定する。空きブロック管理プログラム３１０は、デフラグが適用された後は、新たな領域に書き出されたデータが格納されていたブロックを空きブロックとして管理する。
　このように、ストレージ装置１０ば、プロセッサ１０２とメモリ１０７を有し、メモリ１０７は、データ保護の単位となるストライプのデータおよびそのデータの誤り検出を可能にする冗長コードがどのデバイスのどの領域に格納されているか管理するストレージ構成／データ保護適用情報Ｔ３００を記憶し、プロセッサ１０２は、データ更新を実行するとき、ストレージ構成／データ保護適用情報Ｔ３００を参照し、更新するデータを含むストライプに含まれているデータを連続した領域に配置し、かつ、データ更新を実行した後の空き領域がストライプの単位でデータを連続して配置できる空き領域となるように、オンラインデフラグを行う。これによれば、データがストライプ単位で連続した領域に書き込まれ、かつ、ストライプのデータが連続して配置できる空き領域が確保されるので、その後のデフラグにおいて、データの読み出しおよび書き込みを、ストライプ単位で、連続した領域で行うことができ、Ｉ／Ｏ要求の処理性能が低下するのを抑制しつつ、デフラグを高速化することである。
　図４は、実施例１のフラッシュパッケージのブロック図である。例えば、ストレージ装置１０のキャッシュメモリに格納されたライトデータは、フラッシュパッケージ８０のＦＥ　Ｉ／Ｆ９０からデータ転送部制御部９４を介し、パッケージバッファ９６へ一旦格納される。その後、ＢＥ　Ｉ／Ｆ９８を介し、フラッシュメモリのチップであるＦＭチップ１８０へ書き込まれる。その際のフラッシュパッケージ８０内の処理は、パッケージプロセッサ９２がパッケージメモリ９９内のフラッシュパッケージ制御プログラム１０４の下で実施する。パッケージプロセッサ９２は必要に応じて、パッケージ情報１０６、ＦＭチップ情報１０８、物理空間を管理する実ブロック情報１１０、論理空間を管理する仮想ブロック情報１１２、および物理空間と論理空間の対応を管理する論物変換マップ（論物変換表）１１４の管理情報にアクセスする。ＦＭチップ１８０以外をフラッシュパッケージコントローラ１１６と定義する。
　図５は、ストレージ構成／データ保護情報Ｔ３００を構成するＰＧ管理情報７０を説明するための図である。図６Ａは、ストレージ構成／データ保護情報Ｔ３００を構成する論理ＶＯＬ管理情報７２を説明するための図である。図６Ｂは、オブジェクト管理テーブルＴ２００を説明するための図である。
　図５においては、例としてＰＧ＃０管理情報１２０の内部を示すが、ストレージシステム１００には複数のＰＧ（Ｐａｒｉｔｙ　Ｇｒｏｕｐ）があり、それぞれにＰＧ＃０管理情報１２０と同様の管理情報がある。
　ＰＧ＃０管理情報１２０には、使用ドライブ情報１２２とストライプグループ管理１３２が含まれている。使用ドライブ情報１２２は、当該ＰＧで作成された論理Ｖｏｌｕｍｅ（ＶＯＬ）＃１２４と、対応するＲＡＩＤレベルを示すＲＡＩＤ構成１２６、構成する物理ドライブ＃１２８、及び各物理ドライブ＃１２８の物理開始アドレス１３０を管理している。ストライプグループとは、ＰＧ内の各記憶媒体から、ある一定単位ずつ集めてグループ化した管理単位である。ストライプグループ管理１３２は、当該ＰＧの論理ＶＯＬ１２４内の各ストライプグループ＃１３６に関して、冗長データが格納されているドライブ＃を管理する。冗長データの数によってドライブの管理情報を変更しても構わない。例えば、ＲＡＩＤ５の場合は、Ｐ　Ｐａｒｉｔｙ格納ドライブ＃１３８の１つを管理するが、ＲＡＩＤ６の場合は、加えてＱ　Ｐａｒｉｔｙ格納ドライブが必要である。図５では、一例としてＲＡＩＤ５（３Ｄ＋１Ｐ）の場合を記載しているが、本発明ではＲＡＩＤ４やＲＡＩＤ６など他のＲＡＩＤレベルでも構わない。以降、一例としてＲＡＩＤ５のケースで説明する。
　次に図６Ａを参照して論理ＶＯＬ管理情報７２について説明する。論理ＶＯＬ管理情報７２は、ストレージシステム１００内で定義された全ての論理ＶＯＬ＃１４０に関し、各論理ＶＯＬ＃に対応する論理開始アドレス１４２とＰＧ＃（番号）１４４を管理している。
　次に図６Ｂを参照して、オブジェクト管理テーブルＴ２００について説明する。例えば、オブジェクト管理テーブルＴ２００は、Ｔ２０２またはＴ２０４のどちらかの形式をとっている。
　オブジェクト管理テーブルＴ２００がＴ２０２の形式であれば、ＣｈｅｃｋＰｏｉｎｔ番号Ｃ１０と仮想アドレスＣ１２が含まれている。先頭からあるホストアドレスまでの個数分数えたエントリに格納された仮想アドレスは、そのホストアドレスに対応するデータが格納されている仮想アドレスとなる。例えば、ホストアドレスが４ＫＢ単位で構成されているとき、先頭から４個目のエントリは、ホストアドレス１６ＫＢを表す。また、そのホストアドレスのデータが更新されたときのチェックポイント番号をＣ１０に、その仮想アドレスをＣ１２に格納する。
　オブジェクト管理テーブルＴ２００がＴ２０４の形式であれば、チェックポイント番号Ｃ１０と仮想アドレスＣ１２に加えて、長さＣ１４を含む。これは仮想アドレスＣ１２から長さＣ１４までが連続した領域であることを示す。データを連続して格納できれば、メタデータ内のエントリ数を削減でき、更にデータに対するメタデータの割合が減少し、メタデータをキャッシュしたときのヒット率が向上する。
　本実施例では、空きブロックは、ビットマップで管理する。例えば、１ｂｉｔが各ブロックの状態を表し、そのビットが０であればＦｒｅｅであり、１であればＵｓｅｄである等である。ここでは今はブロックごとに２つの状態しかないが、もし各ブロックの状態を増やす場合には、ブロックごとに複数のＢｉｔ（２Ｂｉｔ等）を空きブロックの状態を示すのに使用してもよい。
　図７は、本実施例におけるフラッシュパッケージ８０が保持する情報を示す図である。フラッシュパッケージ８０が保持する情報として、実ブロック情報１１０、仮想ブロック情報１１２、及び、論物変換マップ１１４が含まれている。
　実ブロック情報１１０は、フラッシュパッケージ８０内の物理領域を均一なサイズに区切った空間である実ブロックを管理するための情報である。各実ブロックにはＩＤが付与されている。実ブロックＩＤ１５２には、各実ブロックのＩＤの一覧と、各ＩＤに対応する実アドレスが格納されている。また、各実ブロックにはそれぞれに空き容量があるものがある。実ブロック内空き容量１５４は、各実ブロックのＩＤに対応づけて各実ブロックの空き容量の値が格納されている。また、空き実ブロックキュー１５６は、どの実ブロックが空き容量を有するかという情報を含む。空き実ブロックキュー１５６では、空き容量を有する実ブロック（空き実ブロック）のＩＤをキューにより管理している。図７には、一例として、空き実ブロックキュー１５６は、空き実ブロックポインタ１５８につづき、空き実ブロックＩＤ１６０（ＩＤ＝０）と、空き実ブロックＩＤ１６２（ＩＤ＝１）がエンキューされている。
　仮想ブロック情報１１２は、フラッシュパッケージ８０内の論理領域を均一なサイズに区切った空間である仮想ブロックを管理するための情報である。各仮想ブロックにはＩＤが付与されている。仮想ブロックＩＤ１６６として、各仮想ブロックのＩＤの一覧と、各ＩＤの仮想ブロックの仮想アドレスとが対応づけて格納されている。仮想ブロックのサイズと実ブロックのサイズは同じであるが、仮想ブロックＩＤの個数は実ブロックＩＤの個数以上である。仮想ブロックデータ格納量１６８は、論理領域として格納可能なデータ量及び現状の使用量を示す。
　論物変換マップ１７０は、仮想ブロックを表す仮想アドレス１７２と、実ブロックを表す実アドレス１７４と対応関係を管理するための情報である。
　図８Ａは、デフラグ制御プログラムＰ３００が発行するデフラグコマンドの一例を示す図である。図８Ｂは、データ保護プログラムＰ４００が発行するデフラグコマンドの一例を示す図である。
　デフラグコマンドは、デバイスの論理物理アドレス変換表を外部から制御できる場合にストレージがデバイスに対して発行する特殊コマンドである。図８Ａのデフラグコマンド２７２は、デフラグ制御プログラムＰ３００が作成し、データ保護プログラムＰ４００に送る。このデフラグコマンド２７２は、デフラグＩＤ２７３、種別２７４、移動元仮想アドレス２７５、および移動先仮想アドレス２７６を含んでいる。
　デフラグコマンド２８２は、データ保護プログラムＰ４００がデバイス（フラッシュパッケージ８０）に送る。デフラグコマンド２８２は、デフラグ制御プログラムＰ３００が作成したデフラグコマンド２７２の移動元仮想アドレス２７５および移動先仮想アドレス２７６を、データ保護プログラムＰ４００が物理アドレスに変換したものである。デフラグコマンド２８２は、デフラグＩＤ２８３、種別２８４、移動元物理アドレス２８５、および移動先物理アドレス２８６を含んでいる。
　デフラグコマンドは、移動元と移動先を１組として単一のレコードでひとつのコマンドとしてもよいし、複数のレコードをリストにして１つのコマンドとしてもよい。デフラグコマンド２８２における物理アドレスはデバイス内においては仮想アドレスとなる。デバイス内では、その仮想アドレスに対応する実アドレスにデータが格納される。
　デフラグコマンド２７２とデフラグコマンド２８２には共通点が多いため、図８Ｂに示されたデフラグコマンド２８２の方を用いて説明する。デフラグＩＤ２８３は、デフラグを識別すためのＩＤである。種別２８４は、デフラグの種別を示す。デフラグの種別には、コピー、移動、およびＺＥＲＯ書き込みがある。種別がコピーのデフラグの場合、デバイス内の論理物理アドレス変換表において、移動元物理アドレス２８５（デバイス内仮想アドレス）に対応した実アドレスのデータを移動先物理アドレス２８６（デバイス内仮想アドレス）の実アドレスへコピーする。種別が移動のデフラグの場合、デバイス内の論理物理アドレス変換表において、移動元物理アドレス２８５と移動先物理アドレス２８６が指す実データを入れ替える。種別がＺＥＲＯ書き込みのデフラグの場合、デバイス内の論理物理アドレス変換表において、移動先物理アドレス２８６がＺＥＲＯであるという処理を行う。例えば、移動先物理アドレス２８６（デバイス内仮想アドレス）にＺＥＲＯであることを示すビットを立ててもよいし、その移動先物理アドレス２８６の実アドレス内のデータをＺＥＲＯにしてもよい。そのため、デバイスへ読み出し要求が来た読み出し対象の物理アドレスに、このＺＥＲＯ書き込みの処理がされている場合、デバイスは読み出し要求に対してＺＥＲＯ埋めデータを返す。これにより、デバイス内論理物理アドレス変換表の処理を完了する。
　図９は、オンラインデフラグ処理の概要を示すフローチャートである。
　追記書きプログラムＰ２００は、ホストからの更新要求もしくはシステム内部で発生する更新要求を受け付ける（ステップＳ１２）。追記書きプログラムＰ２００は、ホストからの更新要求を受け付けた場合、一度、更新データをメモリ上にキャッシュする（ステップＳ１４）。なお、メモリがバッテリバックアップされたＤＲＡＭ、もしくは不揮発性メモリである場合は、追記書きプログラムＰ２００は、更新データを他ノードへ複製した後にホストに対して更新要求への応答を送る。その場合、ステップＳ１６以降の処理はホストからの更新要求とは非同期に実施される。
　デフラグ制御プログラムＰ３００のオンライン処理Ｐ３０２は、ストレージ構成／データ保護適用情報Ｔ３００を参照してデータ保護レベルを確認し（ステップＳ１６）、そのデータ保護レベルに基づいてデータの更新をフルストライプライトにより行えるか否か判定する（ステップＳ１８）。デフラグ制御プログラムＰ２００は、フルストライプライトとなる場合にはステップＳ２２へ進み、フルストラインプライトとならない場合はステップＳ１９へ進む。
　フルストライプライトとならない場合は、オンライン処理Ｐ３０２は、ホストからの更新要求にて更新データとして指定されたアドレスを基に、オブジェクト管理テーブルＴ２００を参照して、その更新データを含むストライプを構成する未更新データの仮想アドレスを確認し（ステップＳ１９）、その仮想アドレスを用いて未更新データをメディアから読み出す（ステップＳ２０）。これにより、ストライプを構成する全てのデータ揃うので、オンライン処理Ｐ３０２はステップＳ２２へ進む。
　ステップＳ２２において、追記書きプログラムＰ２００は、空きブロック管理プログラムＰ３１０に、データへの空きブロックの割り当てを依頼する。空きブロック管理プログラムＰ３１０は、ストレージ構成／データ保護適用情報Ｔ３００を参照し、書き出し前と書き出し後のデータの配置先が同じデバイスとなる空き仮想アドレスをビットマップから探し、ビットマップにおけるその仮想アドレスを使用中に変更し、それぞれのデータに割り当てる。
　追記書きプログラムＰ２００は、割り当てられた仮想アドレス情報とデータを、データ保護プログラムＰ４００へ引き継ぐ。このときデータ保護プラグラムＰ４００は、パリティの生成を行い、仮想アドレスを物理アドレスへ変換し、パリティにも物理アドレスを割り当てる（ステップＳ２４）。
　更に、追記書きプログラムＰ２００は更新要求の処理がフルトライプライトとなるか否か判定する（ステップＳ２６）。追記書きプログラムＰ２００は、更新要求がフルストライプライトの場合はステップＳ３６へ進み、更新要求がフルストライプライトライトでない場合はステップＳ２８へ進む。
　ステップＳ２８において、データ保護プログラムＰ４００は、デバイスが外部からの論理物理アドレス変換表の制御が可能かを判定する。論理物理アドレス変換表を外部から制御することが可能か否かは管理者が管理計算機１５に設定してもいいし、ストレージ装置１０が自動で検知してもよい。
　論理物理アドレス変換表を外部から制御不可の場合、データ保護プログラムＰ４００は、パリティを含む更新データとその周辺の未更新データの書き込みを行う（ステップＳ３０）。一方、論理物理アドレス変換表を外部から制御可の場合は、データ保護プログラムＰ４００は、まずパリティを含む更新データを書き込み（ステップＳ３２）、更に、未更新データの部分については、デバイスのデフラグコピーコマンドを作成し、そのコマンドを発行する（ステップＳ３４）。もし、ストライプを構成するデータが足りずＺＥＲＯデータを代用している場合は、デフラグＺＥＲＯコマンドを作成して、コマンドを発行する。更に、デバイス側では、後述する論理物理アドレス変換表の更新処理を行う（ステップＳ１００）。
　追記書きプログラムＰ２００は、データの書き込みが成功したことを確認すると、オブジェクト管理テーブルＴ２００に対して、割り当てられたアドレスについての更新を行う（ステップＳ３６）。また、追記書きプログラムＰ２００は、更新データの旧仮想アドレスを解放ブロックリストへ登録する（ステップＳ３８）。解放ブロックリスト（不図示）には、デフラグやチェックポイントの増加によって解放可となったメディア領域１０４のブロックアドレスが示されている。あるチェックポイントが作成されるとき、解放ブロック回収処理モジュール（不図示）は、その解放ブロックリストにあるアドレスをチェックポイントと結び付け、そのアドレスが示すメディア領域１０４に更新データを格納してもよい。その構成において、解放ブロックリストは、チェックポイント毎に作成される。
　また、ステップＳ３６およびステップＳ３８では、ステップＳ１２で受け付けたシステム内部の更新要求の更新データの書き出し処理が行われる。
　上記ステップＳ２２のように、プロセッサ１０２は、オンラインデフラグにおいて、更新するデータをそのデータがデータ更新前に配置されていたデバイスと同じデバイスの空き領域に配置する。これにより、オンラインデフラグにおけるデータの更新を同一デバイス内にすることでデータ更新に要する時間を短縮することができる。
　上記ステップＳ３２～Ｓ１００のように、プロセッサ１０２は、更新されるデータについては、冗長コードの演算を伴って更新後のデータを新たな領域に書き込み、更新されないデータについては、冗長コードの演算を伴わないデータコピーを行う。これにより、更新されるデータのみを新たに書き込み、更新されないデータは、冗長コードの演算を伴わないデータコピーにより処理するので、オンラインデブラグを伴うデータ更新を短時間で実現することができる。
　上記ステップＳ１００のように、デバイスには、仮想アドレスと実アドレスを対応づける論理物理アドレス変換情報（論物変換マップ１１４）が書き換え可能に保持されており、プロセッサ１０２は、データコピーを、論理物理アドレス変換情報を更新することにより実行する。これにより、データコピーを論理物理アドレス変換表の更新により実現するので、オンラインデフラグを伴うデータ更新を短時間で実行することができる。
　図１０は、オフラインデフラグ処理を示すフローチャートである。オフラインデフラグは、ホストからの要求による負荷が低いときに実行される。
　オフラインデフラグ処理Ｐ３０２は、空きブロック管理プログラムＰ３１０から空きブロックの状態を取得する（ステップＳ５２）。次に、オフラインデフラグ処理Ｐ３０２は、オブジェクト管理テーブルＴ２００に基づいて、メディア領域１０４に格納されているオブジェクトのリストを生成する（ステップＳ５４）。さらに、オフラインデフラグ処理Ｐ３０２は、そのリストの中からオブジェクトを選択する（ステップＳ５６）。
　そして、オフラインデフラグ処理Ｐ３０２は、その選択したオブジェクトのオブジェクト管理テーブルＴ２００を参照し（ステップＳ５８）、そのオブジェクト管理テーブルＴ２００に登録されている仮想アドレスで、データの移動により、より大きな空きブロックができる仮想アドレスがあるか否かを確認する（ステップＳ６０）。データの移動により、より大きな空きブロックができるとは、空きブロックの周辺にある仮想アドレスが、オブジェクト管理テーブルＴ２００に登録されている仮想アドレスの中から見つかることを指す。オンラインデフラグが適用されている場合は、ストライプ列分だけ離れた仮想アドレスは、近接したアドレスと判断する。より大きな空きブロックができる仮想アドレスが存在しない場合、オフラインデフラグ処理Ｐ３０２はステップＳ７４に進む。より大きな空きブロックができる仮想アドレスが存在した場合、オフラインデフラグ処理Ｐ３０２はステップＳ６２へ進む。
　ステップＳ６２において、オフライン処理Ｐ３０２は、デバイスの論理物理アドレス変換表が外部から制御可能であるか否か判断し、可能な場合はステップＳ６４へ進み、不可の場合はステップＳ６６へ進む。
　ステップＳ６４において、オフライン処理Ｐ３０２は、種別が移動のデフラグコマンド２７２を作成し、データ保護プログラムＰ４００へ、そのデフラグコマンド２７２を渡す。データ保護プログラムＰ４００は、そのデフラグコマンド２７２を、パリティも含めたデフラグコマンド２８２に変換し、そのデフラグコマンド２８２を発行する。デバイス側は、そのデフラグコマンド２８２を受領すると、後述するデバイス内の論理物理アドレス変換表を更新する処理を行う（ステップＳ１００）。
　ステップＳ６６において、オフライン処理Ｐ３０２は、デフラグの対象となっているデータを含むストライプを構成するデータの仮想アドレスをリードするようにデータ保護プログラムＰ４００に指示する。データ保護プログラムＰ４００は、その仮想アドレスを物理アドレスへ変換して、読み出し処理を行う。オフライン処理Ｐ３０２は、読み出したデータを、空きブロックの仮想アドレスへ、フルストライプ書き出し処理を行う。このとき、データ保護プログラムＰ４００は、パリティ計算を行い、仮想アドレスを物理アドレスへ変換して、書き出し処理を行う（ステップＳ６８）。
　オフライン処理Ｐ３０２は、データの移動に伴い、オブジェクト管理テーブルＴ２００を更新する（ステップＳ７０）。更に、オフライン処理Ｐ３０２は、空きブロック管理プログラムＰ３１０に、データ移動先の仮想アドレスの状態を使用中に、データ移動前の仮想アドレスの状態を空きブロックに変更するように指示する。空きブロック管理プログラムＰ３１０は、指示に従ってビットマップを更新する。更に、オフライン処理Ｐ３０２は、ステップＳ５２で得た空きブロックの状態をデータの移動に合わせて更新する（ステップＳ７２）。
　更に、オフライン処理Ｐ３０２は、連続した空きブロックを十分に確保することができたか否かを判断する（ステップＳ７４）。連続した空きブロックを十分に確保できた場合、オフライン処理Ｐ３０２は処理を完了する。そうでない場合は、オフライン処理Ｐ３０２はステップＳ７６へ進む。ステップＳ７３においては、オフライン処理Ｐ３０２は、リストに次のオブジェクトが残っているか否か判定する。次のオブジェクトが存在する場合、オフライン処理Ｐ３０２はステップＳ５６に戻り、それ以降の処理を繰り返す。次のオブジェクトが存在しない場合、オフライン処理Ｐ３０２は処理を完了する。
　上記ステップＳ６４～Ｓ１００のように、データの移動が要求され、プロセッサ１０２は、オフラインデフラグにおいて、データの移動を論理物理アドレス変換情報を更新することにより実行する。これにより、データ移動におけるオフラインデフラグを論理物理アドレス変換情報の更新により実現するので、オフラインデフラグを短時間で実行することができる。
　また、上記ステップＳ６６～Ｓ６８のように、プロセッサ１０２は、オフラインデフラグを、ストライプ単位で読み出すストライプリードと、ストライプ単位で書き込むストライプライトにより実行する。ストライプリードとストライプライトにより効率よくオフラインデフラグを実行するので、オフラインデフラグを短時間で実行することができる。
　図１１は、デフラグコマンドを受け付けたデバイス側の処理を示すフローチャートである。
　フラッシュパッケージ制御プログラム１０４は、デフラグコマンドを受信すると、その解析を行う（ステップＳ１０２）。その後、フラッシュパッケージ制御プログラム１０４は、デフラグコマンドのコマンド種別を判定する（ステップＳ１０４）。
　デフラグコマンドの種別がコピーであれば、フラッシュパッケージ制御プログラム１０４は、コマンドに記された移動先アドレスに記されるデバイス内の仮想アドレスが指す実アドレスのデータを削除する（ステップＳ１０６）。その後、フラッシュパッケージ制御プログラム１０４は、デバイス内の移動元仮想アドレスが指す実アドレスで、移動先仮想アドレスの実アドレスを更新する（ステップＳ１０８）。デバイス内では、移動元および移動先の双方の仮想アドレスが同じデータを指す重複排除処理を行うことにしてもよい。その場合、同一の実アドレスに対して複数の仮想アドレスからリンクが設定され、同一のデータが複数の実アドレスに存在する重複状態が排除される。重複排除状態の管理においては、複数の実アドレスからリンクが設定されたデータの削除が要求されるとその度にリンク数が減少していき、リンク数がゼロになったときに実際にデータの削除が行われる。
　ステップＳ１０４の判定でデフラグコマンドの種別がゼロ（ＺＥＲＯ書き込み）であった場合、フラッシュパッケージ制御プログラム１０４は、デバイス内の移動先仮想アドレスに対してデータをゼロにする処理を行う（ステップＳ１１０）。例えば、その移動先仮想アドレスにＺＥＲＯであることを示すビットを立ててもよいし、実アドレス内のデータを実際にＺＥＲＯにしてもよい。この仮想アドレスのデータがＺＥＲＯであることを示す処理がされている場合、デバイスはその仮想アドレスを指定した読み出し要求が来た場合、ＺＥＲＯで埋められたデータを返すこととなる。これによりデバイス内論理物理アドレス変換表の処理が完了する。
　ステップＳ１０４の判定でデフラグコマンドの種別が移動であった場合、フラッシュパッケージ制御プログラム１０４は、デバイス内の移動元の仮想アドレスの実アドレスと移動先の仮想アドレスの実アドレスとを入れ替える（ステップＳ１１２）。
　なお、デフラグコマンドに複数のレコードが含まれている場合、フラッシュパッケージ制御プログラム１０４は、それぞれのレコードの個々のコマンドを順次処理するように、ステップＳ１０４以降の処理を繰り返す（ステップＳ１１４）。次のデフラグコマンドが存在しなければ、フラッシュパッケージ制御フプログラム１０４は処理を終了する。
　上記ステップＳ１０６－Ｓ１０８のように、プロセッサ１０２は、論理物理アドレス変換情報を、同一の実アドレスのデータを複数の仮想アドレスに対応させることにより同一のデータの重複を排除するように、更新することにより前記データコピーを実現する。これにより、論理物理アドレス変換表において、複数の仮想アドレスを１つの物理アドレスに対応させることにより、メモリ領域を効率よく利用して空き領域を増やすことができる。
　上記ステップＳ１１２のように、プロセッサ１０２は、論理物理アドレス変換情報において、移動元の仮想アドレスに対応づける実アドレスと、移動先の仮想アドレスに対応づける実アドレスとを入れ替えることにより、データの移動を実現する。これにより、データ移動を論理物理アドレス変換情報の実アドレスの入れ替えにより実現するので、オフラインデフラグを短時間で実行することができる。
　また、プロセッサ１０２は、オフラインデフラグにおいて、データの冗長コードの移動を論理物理アドレス変換情報を更新することにより実行する。これにより、オフラインデフラグの冗長コードの移動を論理物理アドレス変換情報の更新により実現するので、オフラインデフラグを短時間で実行することができる。
　図１２は、解放ブロック回収処理モジュールの処理を示すフローチャートである。ストレージシステム１００は、チェックポイントとブロックアドレスとを関連づける、不図示のチェックポイント管理情報を保持している。
　解放ブロック回収処理モジュール（不図示）は、チェックポイント管理情報において、一番古いチェックポイントを探索し、選択する（ステップＳ５０１）、選択した一番古いチェックポイントが、（最新チェックポイント－維持チェックポイント数Ｎ）以前のチェックポイントであるか否か判定する（ステップＳ５０２）。維持チェックポイント数は、現在処理している最新のチェックポイントからどれだけ過去に遡ってチェックポイントを維持するかを示す情報である。ステップＳ５０２の処理は、選択した一番古いチェックポイントが維持すべきチェックポイントであるか否かを判定していることとなる。
　なお、維持チェックポイント数にはスナップショットを含まない。一部のチェックポイントのデータは、スナップショットとして選択され、保存される。スナップショットとして選択されるチェックポイントは管理計算機１５から指定され得る。
　最新のチェックポイントから、スナップショットを除いた維持チェックポイント数までのデータが維持される。より過去のチェックポイントのデータを格納するブロックは後述するように解放される。
　解放ブロック回収処理モジュールは、チェックポイント毎に解放ブロックリスト５１０を読み出し、解放処理を行う。解放処理にはトリム処理などが含まれる。解放処理は、（最新チェックポイント―維持チェックポイント数Ｎ）のチェックポイントまで行われる。
　ステップＳ５０２の判定結果が否定的の場合（Ｓ５０２：ＮＯ）、解放ブロック回収処理モジュールは、処理を終了する。ステップＳ５０２の判定結果が肯定的の場合（Ｓ５０２：ＹＥＳ）、解放ブロック回収処理モジュールは、選択チェックポイントの解放ブロックリスト５１０を読み出す（ステップＳ５０３）。続いて、解放ブロック回収処理モジュールは、解放ブロックの解放処理（トリム処理）を行う（ステップＳ５０４）。ただし、デバイスがトリム処理に対応していない場合、またはトリム処理を行う設定がされていない場合ステップＳ５０４をスキップする。続いて、空きブロック管理プログラムＰ３１０は、解放ブロックリスト５１０の解放ブロックアドレスを、空きブロックへ変更し（ステップＳ５０５）、ステップＳ５０１に戻る。以上の処理により、使用されていないブロックを解放し、記憶領域の効率的な利用を実現できる。
　以上の実施例の処理を以下のように整理することもできる。図３のメモリ１０７は、データ保護の単位となるストライプのデータおよび該データの誤り検出を可能にする冗長コードがどのデバイスのどの領域に格納されているか管理するストレージ構成／データ保護適用情報Ｔ３００を記憶する。プロセッサ１０２は、データ更新を実行するとき、ストレージ構成／データ保護適用情報Ｔ３００を参照し、更新するデータを含むストライプに含まれているデータを連続した領域に配置し、かつ、データ更新を実行した後の空き領域がストライプの単位でデータを連続して配置できる空き領域となるように、論理物理アドレス変換情報の更新を伴うオンラインデフラグを行う。また、プロセッサ１０２は、オフラインデフラグを実行するとき、論理物理アドレス変換情報を更新することによりデータを移動する。オンラインデフラグまたはオフラインデフラグにおいて要求される処理には、データをコピーする処理と、データを移動する処理と、データをゼロにする処理とがある。そして、データをコピーする処理において、プロセッサ１０２は、移動先の仮想アドレスに対応する実アドレスを、移動元の仮想アドレスに対応する実アドレスのデータにより更新する。データを移動する処理において、プロセッサ１０２は、移動元の仮想アドレスに対応する実アドレスと移動先の仮想アドレスに対応する実アドレスのデータを入れ替える。データをゼロにする処理において、プロセッサ１０２は、移動先の仮想アドレスのデータをゼロにする。
　以下、上述した実施例のより具体的な構成例について説明する。
　図１３は、ストレージシステムの構成例を示すブロック図である。
　本構成例では、ストレージシステム１００がサーバ５００とブロックストレージ６００と複数の記憶デバイス管理部７００、７０１、７０２を有している。サーバ５００とブロックストレージ６００の間はネットワーク４で接続されている。ネットワーク４は一例としてＳＡＮ（Ｓｔｏｒａｇｅ　Ａｒｅａ　Ｎｅｔｗｏｒｋ）である。サーバ５００は、ファイルサーバであり、プロセッサ５１２、メモリ５０３、ネットワークインタフェース５１５、およびストレージインタフェース５１９を有し、ストレージインタフェース５１９を介してネットワーク４に接続する。ブロックストレージ６００は、プロセッサ６１２、メモリ６０３、ストレージインタフェース６１９、ネットワークインタフェース６１５、および記憶デバイスモジュールインタフェース６２９を有し、ストレージインタフェース６１９を介してネットワーク４に接続する。サーバ（ファイルサーバ）５００とブロックストレージ６００は、ユーザデータの更新及び参照のため、ネットワーク４を介してコマンド及びユーザデータを相互に送受信する。
　図１のメモリ領域１０３に格納されているデータ保護プログラムＰ４００はプログラム群Ｐ３５０ｂとしてブロックストレージ６００に配置され、それ以外のプログラム群およびテーブル群がプログラム群Ｐ３５０ａおよび管理情報Ｔ２５０ａとしてサーバ５００に配置されている。サーバ５００に配置されるプログラム群３５０ａには、追記書きプログラムＰ２００、デフラグ制御プログラムＰ３００、空きブロック管理プログラムＰ３１０が含まれる。また、サーバ５００に格納されるテーブル群Ｔ２５０ａには、オブジェクト管理テーブルＴ２００およびストレージ構成／データ保護適用情報Ｔ３００が含まれる。サーバ５００は、プロセッサ５１２が管理情報Ｔ２５０ａを利用しながらプログラム群Ｐ３５０ａを実行する。ブロックストレージ６００は、プロセッサ６１２が管理情報Ｔ２５０ｂを利用しながらプログラム群Ｐ３５０ｂを実行する。
　なお、図１３にはファイルストレージの例を示したが、ファイルストレージの行う処理をアプリケーションに置き換えても同様である。
　図１４は、ストレージシステムの他の構成例を示すブロック図である。ストレージシステム１００がサーバ５００および記憶デバイス管理部７００、７０１，７０２を有している。サーバ５００は、図１３に示した構成例と同様、プロセッサ５１２、メモリ５０３、ネットワークインタフェース５１５、およびストレージインタフェース５１９を有している。プロセッサ５１２がメモリ５０３上の管理情報Ｔ２５０を利用してプログラム群Ｐ３５０を実行する。
　図１に示したデータ保護プログラムＰ３００と、それ以外のプログラム群とがアプリケーションプログラムにより構成されている。データ保護プログラムＰ３００以外のプログラム群に相当するアプリケーションは例えばデータベースである。データ保護プログラムＰ３００はそのアプリケーションに組み込まれていてもよいし、別のアプリケーションとして構成されていてもよい。
　以上、ホスト装置からのＩ／Ｏ性能を維持したままデフラグ処理を高速化する本発明について、実施例に即して説明したが、本発明は上記した実施例に限定されるものではなく、様々な変形例が含まれる。例えば、上記した実施例は本発明を分かりやすく説明するために詳細に説明したものであり、必ずしも説明したすべての構成を備えるものに限定されるものではない。また、ある実施例の構成の一部を他の実施例の構成に置き換えることが可能であり、また、ある実施例の構成に他の実施例の構成を加えることも可能である。また、各実施例の構成の一部について、他の構成の追加・削除・置換をすることが可能である。
　また、上記の各構成・機能・処理部等は、それらの一部又は全部を、例えば集積回路で設計する等によりハードウェアで実現してもよい。また、上記の各構成、機能等は、プロセッサがそれぞれの機能を実現するプログラムを解釈し、実行することによりソフトウェアで実現してもよい。各機能を実現するプログラム、テーブル、ファイル等の情報は、メモリや、ハードディスク、ＳＳＤ（Ｓｏｌｉｄ　Ｓｔａｔｅ　Ｄｒｉｖｅ）等の記録装置、または、ＩＣカード、ＳＤカード等の記録媒体に置くことができる。
１０…ストレージ装置、１００…ストレージシステム、１０２…プロセッサ、１０３…メモリ領域、１０４…フラッシュパッケージ制御プログラム、１０６…記憶デバイス、１０７…メモリ、１１６…フラッシュパッケージコントローラ、１４…ホスト計算機、１５…管理計算機、１８０…ＦＭチップ、２…ネットワーク、４…ネットワーク、５００…サーバ、５０３…メモリ、５１２…プロセッサ、５１５…ネットワークインタフェース、５１９…ストレージインタフェース、６００…ブロックストレージ、６０３…メモリ、６１２…プロセッサ、６１５…ネットワークインタフェース、６１９…ストレージインタフェース、６２９…記憶デバイスモジュールインタフェース、７００…記憶デバイス管理部、７６…フラッシュパッケージグループ、８０…フラッシュパッケージ、８２…内部バス、９２…パッケージプロセッサ、９４…データ転送部制御部、９６…パッケージバッファ

Claims (13)

  1. 　データを保存するデバイスと、
    　前記デバイスによるデータの保存を管理する計算機とを有し、
    　前記計算機がプロセッサとメモリを有し、
    　前記メモリは、データ保護の単位となるストライプのデータおよび該データの誤り検出を可能にする冗長コードがどのデバイスのどの領域に格納されているか管理するストレージ構成／データ保護適用情報を記憶し、
    　前記プロセッサは、データ更新を実行するとき、前記ストレージ構成／データ保護適用情報を参照し、更新するデータを含むストライプに含まれているデータを連続した領域に配置し、かつ、前記データ更新を実行した後の空き領域がストライプの単位でデータを連続して配置できる空き領域となるように、オンラインデフラグを行う、
    ストレージシステム。
  2. 　前記プロセッサは、前記オンラインデフラグにおいて、前記更新するデータを該データが前記データ更新前に配置されていたデバイスと同じデバイスの空き領域に配置する、
    請求項１に記載のストレージシステム。
  3. 　前記プロセッサは、前記更新されるデータについては、冗長コードの演算を伴って更新後のデータを新たな領域に書き込み、更新されないデータについては、冗長コードの演算を伴わないデータコピーを行う、請求項２に記載のストレージシステム。
  4. 　前記デバイスは、仮想アドレスと実アドレスを対応づける論理物理アドレス変換情報を書き換え可能に保持し、
    　前記プロセッサは、前記データコピーを、前記論理物理アドレス変換情報を更新することにより実行する、
    請求項３に記載のストレージシステム。
  5. 　前記プロセッサは、前記論理物理アドレス変換情報を、同一の実アドレスのデータを複数の仮想アドレスに対応させることにより前記同一のデータの重複を排除するように、更新することにより前記データコピーを実現する、
    請求項４に記載のストレージシステム。
  6. 　前記デバイスは、仮想アドレスと実アドレスを対応付ける論理物理アドレス変換情報を書き換え可能に保持し、
    　前記プロセッサは、オフラインデフラグにおいて、前記データの移動を前記論理物理アドレス変換情報を更新することにより実行する、
    請求項３に記載のストレージシステム。
  7. 　前記プロセッサは、前記論理物理アドレス変換情報において、移動元の仮想アドレスに対応づける実アドレスと、移動先の仮想アドレスに対応づける実アドレスとを入れ替えることにより、前記データの移動を実現する、
    請求項６に記載のストレージシステム。
  8. 　前記プロセッサは、オフラインデフラグにおいて、前記データの冗長コードの移動を前記論理物理アドレス変換情報を更新することにより実行する、
    請求項６に記載のストレージシステム。
  9. 　前記プロセッサは、オフラインデフラグを、ストライプ単位で読み出すストライプリードと、ストライプ単位で書き込むストライプライトにより実行する、請求項３に記載のストレージシステム。
  10. 　仮想アドレスと実アドレスを対応付ける論理物理アドレス変換情報を書き換え可能に保持するデバイスへのデータの保存を管理する計算機であって、
    　プロセッサとメモリを有し、
    　前記メモリは、データ保護の単位となるストライプのデータおよび該データの誤り検出を可能にする冗長コードがどのデバイスのどの領域に格納されているか管理するストレージ構成／データ保護適用情報を記憶し、
    　前記プロセッサは、データ更新を実行するとき、前記ストレージ構成／データ保護適用情報を参照し、更新するデータを含むストライプに含まれているデータを連続した領域に配置し、かつ、前記データ更新を実行した後の空き領域がストライプの単位でデータを連続して配置できる空き領域となるように、前記論理物理アドレス変換情報の更新を伴うオンラインデフラグを行い、オフラインデフラグを実行するとき、前記論理物理アドレス変換情報を更新することによりデータを移動し、
    　前記オンラインデフラグまたは前記オフラインデフラグにおいて要求される処理には、データをコピーする処理と、データを移動する処理と、データをゼロにする処理とがあり、
    　前記データをコピーする処理において、前記プロセッサは、移動先の仮想アドレスに対応する実アドレスを、移動元の仮想アドレスに対応する実アドレスのデータにより更新し、
    　前記データを移動する処理において、前記プロセッサは、移動元の仮想アドレスに対応する実アドレスと移動先の仮想アドレスに対応する実アドレスのデータを入れ替え、
    　前記データをゼロにする処理において、前記プロセッサは、移動先の仮想アドレスのデータをゼロにする、
    計算機。
  11. 　プロセッサとメモリを有する計算機によるストレージ制御方法であって、
    　前記メモリが、データ保護の単位となるストライプのデータおよび該データの誤り検出を可能にする冗長コードがどのデバイスのどの領域に格納されているか管理するストレージ構成／データ保護適用情報を記憶し、
    　前記プロセッサが、
    　データ更新を実行するとき、前記ストレージ構成／データ保護適用情報を参照し、
    　更新するデータを含むストライプに含まれているデータを連続した領域に配置し、かつ、前記データ更新を実行した後の空き領域がストライプの単位でデータを連続して配置できる空き領域となるように、オンラインデフラグを行う、
    ストレージ制御方法。
  12. 　前記プロセッサは、前記オンラインデフラグにおいて、前記更新するデータを該データが前記データ更新前に配置されていたデバイスと同じデバイスの空き領域に配置する、
    請求項１１に記載のストレージ制御方法。
  13. 　前記プロセッサは、前記更新されるデータについては、冗長コードの演算を伴って更新後のデータを新たな領域に書き込み、更新されないデータについては、冗長コードの演算を伴わないデータコピーを行う、請求項１２に記載のストレージ制御方法。
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