JP2011013992A - ディスクアレイのデータ保護技術 - Google Patents
ディスクアレイのデータ保護技術 Download PDFInfo
- Publication number
- JP2011013992A JP2011013992A JP2009158358A JP2009158358A JP2011013992A JP 2011013992 A JP2011013992 A JP 2011013992A JP 2009158358 A JP2009158358 A JP 2009158358A JP 2009158358 A JP2009158358 A JP 2009158358A JP 2011013992 A JP2011013992 A JP 2011013992A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- logical drive
- disk array
- file
- file access
- failure
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
Images
Abstract
【課題】 ディスクアレイ装置(RAID)において、物理ディスクを増やさずに重要なデータだけを保護レベルを高くし、物理ディスクが多重障害になっても重要なデータを復旧できること。
【解決手段】HDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブ(P)、HDD2台故障まで復旧可能な論理ドライブ(Q)、HDDN−1台(N:論理ドライブを構成するHDD数)故障まで復旧可能な論理ドライブ(R)を有し、論理ドライブ(P)をユーザが主にアクセスする論理ドライブと定義し、「ファイルアクセス監視サービス」が論理ドライブ(P)にある全てのユーザファイルの監視を行い、最近アクセスした論理ドライブ(P)のファイルを論理ドライブ(Q)に移動し、ユーザが指定した論理ドライブ(P)のファイルを論理ドライブ(R)に移動し、HDD複数台障害発生後に論理ドライブ(Q)、論理ドライブ(R)のファイルを論理ドライブ(P)にリストアする。
【選択図】図1
【解決手段】HDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブ(P)、HDD2台故障まで復旧可能な論理ドライブ(Q)、HDDN−1台(N:論理ドライブを構成するHDD数)故障まで復旧可能な論理ドライブ(R)を有し、論理ドライブ(P)をユーザが主にアクセスする論理ドライブと定義し、「ファイルアクセス監視サービス」が論理ドライブ(P)にある全てのユーザファイルの監視を行い、最近アクセスした論理ドライブ(P)のファイルを論理ドライブ(Q)に移動し、ユーザが指定した論理ドライブ(P)のファイルを論理ドライブ(R)に移動し、HDD複数台障害発生後に論理ドライブ(Q)、論理ドライブ(R)のファイルを論理ドライブ(P)にリストアする。
【選択図】図1
Description
本発明は、ディスクアレイ(RAID)のデータ保護技術に関し、物理ディスク多重障害に対して、自動バックアップ、自動復旧を行う技術に関する
現在のディスクアレイ(RAID)のデータ保護技術は、ディスクアレイ(RAID)のRAIDレベルを変えることにより実現している。また、重要なデータとそうでないデータを区別して管理するには、物理ディスクを増やしてデータ保護レベルを分けることにより実現していた。
しかし、上記の手法は、RAIDレベルを変えるとディスクアレイ(RAID)に格納される全てのデータに対して同一レベルのデータ保護を行うことになり、物理ディスクの価格に対するデータ保護の柔軟性、コストパフォーマンスが低かった。
例えば、特許文献1による方法では、データ保護レベルの決定方法が、システム中の1つ以上のディスクが次に故障する可能性という観点で決められており、ユーザが使用する頻度という観点ではない。また、特許文献2による方法では、事前にディスクアレイの使用方法を定義する点は似ているが、本発明は、物理ドライブを増やすことがない。
本発明の主な目的は、ディスクアレイ(RAID)において、物理ディスクを増やさずに重要なデータだけを保護レベルを高くして自動ファイル保存し、物理ディスク多重障害になっても重要なデータを自動復旧できることにある。
本発明は、HDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブ(P)とHDD2台故障まで復旧可能な論理ドライブ(Q)とHDDN−1台(N:論理ドライブを構成するHDD数)故障まで復旧可能な論理ドライブ(R)を持つディスクアレイ(RAID)とHDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブ中のファイルアクセスを監視する「ファイルアクセス監視サービス」を持つ主記憶装置より構成される。また、本発明は大きく分けて、ファイルアクセス監視処理、ファイル復旧処理に分けることができる。
まず、ファイルアクセス監視処理について説明する。
ディスクアレイ(RAID)は合計3つあり、1つ目は、HDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブ(P)であり、RAIDレベルがRAID5、RAID10といったレベルであり、ユーザが主にアクセスする為に使用するものとする。2つ目は、HDD2台故障まで復旧可能な論理ドライブ(Q)であり、RAIDレベルがRAID6であり、最近アクセスした論理ドライブ(P)中のファイルを保持する。3つ目は、HDDN−1台(N:論理ドライブを構成するHDD数)故障まで復旧可能な論理ドライブは(R)であり、HDDN台全てに同一データを保持するRAIDであり、ユーザがデータ保護指定した論理ドライブ(P)中のファイルを保持する。3つのディスクアレイ(RAID)の制御は、RAIDファームウェアが行う。
主記憶装置は、OSのサービスプログラムの1つとして「ファイルアクセス監視サービス」を持ち、論理ドライブ(P)のファイルアクセスを監視する。ファイルアクセスの監視は、OSが所有しているファイルシステム操作のAPIを通じて行う。「ファイルアクセス監視サービス」は、OSからファイルアクセスの更新イベントを受け取ると、アクセスが発生したファイル F1の「ファイルID」「ディレクトリ」を受け取り、「ファイルアクセス管理テーブル」に登録する。次に、ファイル F1が、ユーザが事前にデータ保護指定として「ユーザ指定ディレクトリ管理テーブル」に登録した論理ドライブ(P)中のディレクトリ配下のファイルであれば、ファイル F1のディレクトリのドライブレターを(P)から(R)に変更して論理ドライブ(R)に移動する。このとき、ファイル F1を論理ドライブ(P)のパスから論理ドライブ(R)のパスにリンクする。このことにより、ユーザはファイルの移動を意識することがなく、論理ドライブ(P)中にあるファイルのみを操作していれば良い。以上により、ファイル F1はHDDN−1台(N:論理ドライブを構成するHDD数)故障が発生しても復旧することができる。
次に、ファイル F1のディレクトリのドライブレターを(P)から(Q)に変更して論理ドライブ(Q)に移動する。このとき、ファイル F1を論理ドライブ(P)のパスから論理ドライブ(Q)のパスにリンクする。論理ドライブ(P)にファイル F1を残さないのは、ファイル F1への書込み発生時に複数論理ドライブへのデータ書込みを減らし性能を低下させない目的がある。以上により、ファイル F1はHDD2台故障が発生しても復旧することができる。
また、「ファイルアクセス監視サービス」は、論理ドライブ(Q)にあるファイルのアクセス日付を定期的に監視し、現在の時刻に対してユーザが定める一定期間(例:3ヶ月)を超えると、論理ドライブ(P)のリンクを削除し、論理ドライブ(Q)から論理ドライブ(P)に移動する。論理ドライブ(Q)は論理ドライブ(P)の電源OFFでも保存可能なキャッシュの役割を果たす。以上により、ファイルアクセス監視処理がリアルタイムに行われる。
次にファイル復旧処理について説明する。
主記憶装置にある「ファイルアクセス監視サービス」は、論理ドライブ(P)の状態を監視し、正常であれば、「ファイルアクセス管理テーブル」により現在論理ドライブ(Q)にある全てのファイルを検索し、論理ドライブ(P)の該当ファイルへのリンクを削除し、ディレクトリのドライブレターを(Q)から(P)に変更して論理ドライブ(P)に移動する。論理ドライブ(R)にある全てのファイルも同様に行う。以上により、ファイル復旧を行う。
主記憶装置にある「ファイルアクセス監視サービス」は、3つのディスクアレイ(RAID)上で監視する必要がある為、OSディスクは3つのディスクアレイとは別に作成する必要がある。また、論理ドライブ(P)上のファイルはHDD1台故障までのデータ保護レベルであるが、ユーザが定めた論理ドライブ(Q)上のデータ保護期間(例:3ヶ月)単位に論理ドライブ(P)をバックアップすることで、古いデータも復旧可能である。
本発明によれば、ディスクアレイ(RAID)において、物理ディスクを増やさずに重要なデータだけを保護レベルを高くして自動ファイル保存し、物理ディスク多重障害になっても重要なデータを自動復旧できる。
(構成の説明)
以下、発明の実施例について図面を用いて説明する。
以下、発明の実施例について図面を用いて説明する。
図1は、本発明の特徴を最も良く表している「ファイルアクセス監視サービス」のファイルアクセス監視処理の概要図、図2は、「ファイルアクセス監視サービス」がファイルアクセス監視処理で使用する「ファイルアクセス管理テーブル」、図3は、「ファイルアクセス監視サービス」がファイルアクセス監視処理で使用する「ユーザ指定ディレクトリ管理テーブル」、図4は、「ファイルアクセス監視サービス」のファイル監視処理のフローチャート(論理ドライブ(P)から論理ドライブ(Q/R))、図5は「ファイルアクセス監視サービス」のファイル監視処理のフローチャート(論理ドライブ(Q)から論理ドライブ(P))、図6は、「ファイルアクセス監視サービス」がファイル復旧処理のフローチャートを示している。
1はディスクアレイ(RAID)、2はHDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブ(P)、3はHDD2台故障まで復旧可能な論理ドライブ(Q)、3はHDDN−1台(N:論理ドライブを構成するHDD数)故障まで復旧可能な論理ドライブ(R)、5は主記憶装置、6はファイルアクセス監視サービス、7はファイルアクセス管理テーブル、8はユーザ指定ディレクトリ管理テーブル、9はRAIDファームウェアを示している。
図1において、ファイルアクセス監視サービス6は、ディスクアレイ(RAID)1中のファイルアクセスを監視する。具体的には、OSが所有しているファイルシステム操作のAPIを通じて行う。(Windows(登録商標) OSの場合 .NET Frameworkのクラス・ライブラリとしてFileSystemWatcherクラスが用意されており、ファイルやディレクトリのアクセス監視を行うことができる)ファイルアクセス監視サービス6は、OSからファイルアクセスの更新イベントを受け取ると、アクセスが発生したファイル F1の「ファイルID」「ディレクトリ」を受け取り、ファイルアクセス管理テーブル7に登録する。次に、ファイル F1が、ユーザが事前にデータ保護指定としてユーザ指定ディレクトリ管理テーブル8に登録した論理ドライブ(P)2中のディレクトリ配下のファイルであれば、ファイル F1のディレクトリのドライブレターを(P)から(R)に変更して論理ドライブ(R)4に移動する。このとき、ファイル F1を論理ドライブ(P)2のパスから論理ドライブ(R)4のパスにリンクする。ファイルアクセス管理テーブル7 ユーザ指定ディレクトリ管理テーブル8の詳細については後に述べる。
次に、ファイル F1のディレクトリのドライブレターを(P)から(Q)に変更して論理ドライブ(Q)3に移動する。このとき、ファイル F1を論理ドライブ(P)2のパスから論理ドライブ(Q)3のパスにリンクする。また、ファイルアクセス監視サービス6は、論理ドライブ(Q)3にあるファイルのアクセス日付を定期的に監視し、現在の時刻に対してユーザが定める一定期間(例えば、3ヶ月)を超えると、論理ドライブ(P)2のリンクを削除し、論理ドライブ(Q)3から論理ドライブ(P)2に移動する。3つのディスクアレイ(RAID)の制御は、RAIDファームウェア9が行う。
図2は、図1で作成したファイルアクセスの管理テーブルを示している。ここでFileBにアクセスがあった場合、ファイルアクセス監視サービス6はOSからFileBに対するファイルアクセスの更新イベントを受け取ると、ファイルアクセス管理テーブル7を検索し、あれば、論理ドライブ(P)2から論理ドライブ(Q)3にFileBを移動した後、論理ドライブ(P)⇔論理ドライブ(Q)の現在の場所を(P)から(Q)に変更する。このときFileBは論理ドライブ(Q)3に存在する。
また、FileCにアクセスがあった場合、FileCはユーザ指定ディレクトリ管理テーブル8でユーザ指定されたファイルである為、論理ドライブ(P)2から論理ドライブ(Q)3へFileCを移動、論理ドライブ(P)と(Q)間の移動を(P)から(Q)への変更に加え、論理ドライブ(P)2から論理ドライブ(R)4へFileCを移動、論理ドライブ(P)と(R)間の移動を(P)から(R)に変更する。このときFileCは、論理ドライブ(Q)3と論理ドライブ(R)4の両方に存在する。また、ファイルアクセス監視サービス6はFileEが論理ドライブ(Q)3で一定期間(例:3ヶ月)アクセスがないことを監視し、論理ドライブ(Q)3から論理ドライブ(P)2へFileEを移動し、論理ドライブ(P)⇔論理ドライブ(Q)を(Q)から(P)への変更を行う。
図3は、ユーザが事前にデータ保護指定として登録したディレクトリ一覧を示している。ユーザが事前にデータ保護指定したファイルは、HDDN−1台(N:論理ドライブを構成するHDD数)故障まで復旧可能な論理ドライブは(R)4でデータ保護される。
(動作の説明)
図4は、本発明の「ファイルアクセス監視サービス」のファイル監視処理のフローチャート(論理ドライブ(P)から論理ドライブ(Q/R))を示している。
図4は、本発明の「ファイルアクセス監視サービス」のファイル監視処理のフローチャート(論理ドライブ(P)から論理ドライブ(Q/R))を示している。
S01は、論理ドライブ(P)のファイルアクセスをOSが所有しているファイルシステム操作のAPIを通じて取得することを示している。
S02は、OSからファイルアクセスの更新イベントを受け取り論理ドライブ(P)のファイルアクセスがあったかどうかを判定し、アクセスがなければS01へ、アクセスがあれば次のステップへ進むことを示している。
S03は、論理ドライブ(P)へのアクセスがあったファイル F1の「ファイルID」「ディレクトリ」をOSが所有しているファイルシステム操作のAPIを通じて取得することを示している。
S04は、S03で取得した「ファイルID」を元に「ファイルアクセス管理テーブル」を検索することを示している。
S05は、「ファイルアクセス管理テーブル」にS03で取得した「ファイルID」があるかどうかを判定し、なければS06へ、あればS07へ進むことを示している。
S06は、論理ドライブ(P)へのアクセスがあったファイル F1のファイル情報を「ファイルアクセス管理テーブル」に登録することを示している。
S07は、S03で取得した「ディレクトリ」を元に「ユーザ指定ディレクトリ管理テーブル」を検索することを示している。
S08は、S07でユーザ指定かどうかを判断し、ユーザ指定であればS09へ、ユーザ指定でなければS13へ進むことを示している。
S09は、論理ドライブ(P)へのアクセスがあったファイル F1のディレクトリのドライブレターを(P)から(R)に変更することを示している。
S10は、S09で変更した論理ドライブ(R)のディレクトリに論理ドライブ(P)へのアクセスがあったファイル F1を移動することを示している。
S11は、論理ドライブ(P)のパスから論理ドライブ(R)のパスにリンクすることを示している。
S12は、「ファイルアクセス管理テーブル」の「現在の場所」「次の場所」を更新することを示している。
S13は、論理ドライブ(P)へのアクセスがあったファイル F1のディレクトリのドライブレターを(P)から(Q)に変更することを示している。
S14は、S13で変更した論理ドライブ(Q)のディレクトリに論理ドライブ(P)へのアクセスがあったファイル F1を移動することを示している。
S15は、論理ドライブ(P)のパスから論理ドライブ(Q)のパスにリンクすることを示している。
S16は、「ファイルアクセス管理テーブル」の「現在の場所」「次の場所」を更新することを示している。
図5は、本発明の「ファイルアクセス監視サービス」のファイル監視処理のフローチャート(論理ドライブ(Q)から論理ドライブ(P))を示している。
S01は、「ファイルアクセス管理テーブル」の論理ドライブ(Q)にあるファイルF2を監視することを示している。
S02は、S01で取得した論理ドライブ(Q)にあるファイルF2のアクセス日付が3ヶ月以上であればS03へ、3ヶ月以内であればS01へ戻ることを示している。
S03は、論理ドライブ(Q)へのアクセスがあったファイル F2のディレクトリのドライブレターを(Q)から(P)に変更することを示している。
S04は、論理ドライブ(P)のパスから論理ドライブ(Q)のパスにあるリンクを削除することを示している。
S05は、「ファイルアクセス管理テーブル」の「現在の場所」「次の場所」を更新することを示している。
図6は、本発明の「ファイルアクセス監視サービス」のファイル復旧のフローチャートを示している。
S01は、RAIDファームウェアに問合せして論理ドライブ(P)の状態を監視することを示している。
S02は、S01で取得した論理ドライブ(P)の状態が正常であればS03へ、正常でなければ終了することを示している。
S03は、「ファイルアクセス管理テーブル」の論理ドライブ(Q)にあるファイル F2を検索することを示している。
S04は、S03で取得した論理ドライブ(Q)にある全てのファイル F2のディレクトリのドライブレターを(Q)から(P)に変更することを示している。
S05は、S03で取得した論理ドライブ(Q)にある全てのファイル F2をS04のディレクトリに移動することを示している。
S06は、「ファイルアクセス管理テーブル」の論理ドライブ(R)にあるファイル F3を検索することを示している。
S07は、S06で取得した論理ドライブ(R)にある全てのファイル F3のディレクトリのドライブレターを(R)から(P)に変更することを示している。
S08は、S06で取得した論理ドライブ(R)にある全てのファイル F3をS07のディレクトリに移動することを示している。
S09は、「ファイルアクセス管理テーブル」のデータをクリアすることを示している。
1・・・ディスクアレイ(RAID)、2・・・HDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブ(P)、3・・・HDD2台故障まで復旧可能な論理ドライブ(Q)、4・・・HDDN−1台(N:論理ドライブを構成するHDD数)故障まで復旧可能な論理ドライブ(R)、5・・・主記憶装置、6・・・ファイルアクセス監視サービス、7・・・ファイルアクセス管理テーブル、8・・・ユーザ指定ディレクトリ管理テーブル、9・・・RAIDファームウェア
Claims (7)
- HDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブと、
HDD2台故障まで復旧可能な論理ドライブと、
HDDN−1台(N:論理ドライブを構成するHDD数)故障まで復旧可能な論理ドライブと、
HDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブ中のファイルアクセスを監視するファイルアクセス監視サービスとを備えるディスクアレイ。 - 前記HDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブは、RAIDレベルがRAID5、またはRAID10であり、ユーザが主にアクセスすることを特徴とする請求項1記載のディスクアレイ。
- 前記HDD2台故障まで復旧可能な論理ドライブは、RAIDレベルがRAID6であり、最近アクセスした請求項2のディスクアレイ中のファイルを保持する請求項2記載のディスクアレイ。
- HDDN−1台(N:論理ドライブを構成するHDD数)故障まで復旧可能な論理ドライブは、HDDN台全てに同一データを保持するRAIDであり、ユーザがデータ保護指定した請求項2のディスクアレイ中のファイルを保持する請求項2記載のディスクアレイ。
- HDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブと、HDD2台故障まで復旧可能な論理ドライブと、HDDN−1台(N:論理ドライブを構成するHDD数)故障まで復旧可能な論理ドライブと、HDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブ中のファイルアクセスを監視するファイルアクセス監視サービスとを備えるディスクアレイを有するディスクアレイシステムにおいて、
前記ファイルアクセス監視サービスは、
前記HDD1台故障まで復旧可能な論理ドライブである第1のディスクアレイ中にある全てのユーザファイルのアクセス監視を、ファイルアクセスの管理テーブルであるファイルアクセス管理テーブルを用いて行い、
最近アクセスした前記第1のディスクアレイ中のファイルを、前記HDD2台故障まで復旧可能な論理ドライブである第2のディスクアレイにバックアップする
ことを特徴とするディスクアレイシステム。 - 前記ファイルアクセス監視サービスは、
前記第1のディスクアレイ中にある全てのユーザファイルのアクセス監視をファイルアクセスの管理テーブルであるファイルアクセス管理テーブルを用いて行い、
最近アクセスした前記第1のディスクアレイ中のファイルのうち、ユーザが指定した前記第1ののディスクアレイ中のファイルをユーザが指定したディレクトリの管理テーブルであるユーザ指定ディレクトリ管理テーブルを用いて、HDDN−1台(N:論理ドライブを構成するHDD数)故障まで復旧可能な論理ドライブである第3のディスクアレイにバックアップする請求項5記載のディスクアレイシステム。 - 前記ファイルアクセス監視サービスは、
前記第1のディスクアレイの状態を監視し、
HDD複数台障害復旧後に、前記第2のディスクアレイ及び前記第3のディスクアレイ中の全てのファイルを、前記第1のディスクアレイにリストアする請求項5記載のディスクアレイシステム。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2009158358A JP2011013992A (ja) | 2009-07-03 | 2009-07-03 | ディスクアレイのデータ保護技術 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2009158358A JP2011013992A (ja) | 2009-07-03 | 2009-07-03 | ディスクアレイのデータ保護技術 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JP2011013992A true JP2011013992A (ja) | 2011-01-20 |
Family
ID=43592792
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP2009158358A Pending JP2011013992A (ja) | 2009-07-03 | 2009-07-03 | ディスクアレイのデータ保護技術 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JP2011013992A (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2022512064A (ja) * | 2018-10-15 | 2022-02-02 | ネットアップ,インコーポレイテッド | 様々なデータ冗長性スキームを備えた、システムにおける利用可能なストレージ空間を改善すること |
-
2009
- 2009-07-03 JP JP2009158358A patent/JP2011013992A/ja active Pending
Cited By (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2022512064A (ja) * | 2018-10-15 | 2022-02-02 | ネットアップ,インコーポレイテッド | 様々なデータ冗長性スキームを備えた、システムにおける利用可能なストレージ空間を改善すること |
JP7312251B2 (ja) | 2018-10-15 | 2023-07-20 | ネットアップ,インコーポレイテッド | 様々なデータ冗長性スキームを備えた、システムにおける利用可能なストレージ空間を改善すること |
Similar Documents
Publication | Publication Date | Title |
---|---|---|
US10346253B2 (en) | Threshold based incremental flashcopy backup of a raid protected array | |
US8046547B1 (en) | Storage system snapshots for continuous file protection | |
US7523149B1 (en) | System and method for continuous protection of working set data using a local independent staging device | |
US8311985B2 (en) | Remote backup and restore system and method | |
US9600375B2 (en) | Synchronized flashcopy backup restore of a RAID protected array | |
US8055943B2 (en) | Synchronous and asynchronous continuous data protection | |
US9298724B1 (en) | Systems and methods for preserving deduplication efforts after backup-job failures | |
US8554734B1 (en) | Continuous data protection journaling in data storage systems | |
US8117168B1 (en) | Methods and systems for creating and managing backups using virtual disks | |
US9128948B1 (en) | Integration of deduplicating backup server with cloud storage | |
US9836369B2 (en) | Storage system to recover and rewrite overwritten data | |
EP2425344B1 (en) | Method and system for system recovery using change tracking | |
US7461101B2 (en) | Method for reducing data loss and unavailability by integrating multiple levels of a storage hierarchy | |
US7490103B2 (en) | Method and system for backing up data | |
US9235535B1 (en) | Method and apparatus for reducing overheads of primary storage by transferring modified data in an out-of-order manner | |
US9690666B1 (en) | Incremental backup operations in a transactional file system | |
US9710338B1 (en) | Virtual machine data recovery | |
US10127119B1 (en) | Systems and methods for modifying track logs during restore processes | |
US20070043973A1 (en) | Isolating and storing configuration data for disaster recovery for operating systems providing physical storage recovery | |
US10140195B2 (en) | Method, apparatus, and computer program product for backup and failure recovery in a storage device | |
US10176183B1 (en) | Method and apparatus for reducing overheads of primary storage while transferring modified data | |
JP2008527494A (ja) | バックアップ情報管理 | |
CN103999058A (zh) | 带驱动器***服务器 | |
CN107533495B (zh) | 用于数据备份和恢复的技术 | |
JP2010282468A (ja) | 計算機システム及び障害復旧方法 |