JP2014219750A - 仮想ライブラリコントローラ及び制御方法 - Google Patents

Abstract

【課題】書き込み性能を向上させる。
【解決手段】上位装置２００からのデータの書込指示の対象の論理ボリュームがキャッシュディスク１６０上に存在しない場合に、前記キャッシュディスク１６０上に代替論理ボリュームを作成する代替論理ボリューム作成部１２と、作成した前記代替論理ボリュームに前記データのライトを行なうライト処理部１３とを備える。
【選択図】図１

Description

本発明は、仮想ライブラリコントローラ及び制御方法に関する。

サーバシステムにおけるデータバックアップ等の用途に、仮想テープライブラリ（Virtual Tape Library：VTL）が用いられている。
仮想テープライブラリは、テープドライブ装置及びカートリッジテープを専用のディスク装置上で仮想化するシステムである。仮想テープライブラリでは、例えば、ディスクアレイ装置をそなえ、このディスクアレイ装置をキャッシュディスクとして利用する。そして、テープボリュームを仮想化し、上述したキャッシュディスク上でテープボリュームをエミュレーションする仕組みをそなえる。

仮想化したテープ（仮想テープ，論理ボリューム）は、サーバのＯＳ（Operating System）からは、テープ装置として認識される。サーバにおいては、この仮想テープを通常のテープ装置と同様に使用することができ、これにより、サーバは、仮想テープライブラリを、あたかもそこに実テープがマウントされているように使用することができる。
また、仮想テープライブラリにおいては、格納された論理ボリュームを排出して外部保管運用を実現する仕組みとして、エクスポート機能が知られている
エクスポート機能は、仮想テープライブラリシステムに格納されている複数の論理ボリュームを外部保管用のテープ等（物理ボリューム）に複写することにより、複写した物理ボリュームを外部に取り出して保管・使用することを可能とする。

物理ボリュームは、例えば、カートリッジテープであり、実ライブラリに備えられる。実ライブラリは、１以上のテープドライブ（物理ドライブ）をそなえ、複数のカートリッジテープに対するデータの書き込みや読み取りを行なう。又、これらの複数のカートリッジテープのうち任意のカートリッジテープをテープドライブに搬送するロボットもそなえられる。

論理ボリュームは、例えば、ホスト等の上位装置からのアクセス頻度が低いものから順にキャッシュディスク上から削除される。これにより、論理ボリュームにおいては、物理ボリュームにのみ格納され、キャッシュディスク上には存在しないものが生じる。

特開２０１１−１２３８３４号公報

しかしながら、このような従来の仮想テープライブラリにおいて、キャッシュディスク上に存在しない論理ボリュームに対してホストから書込要求があった場合に、実ライブラリから該当する論理ボリュームをリコールする必要がある。このリコール処理には、該当する論理ボリュームが保存されているカートリッジテープを物理ドライブにマウントする実ライブラリ内のロボットの機械動作が介在するため、時間がかかるという課題がある。

すなわち、この実ライブラリにおいて、カートリッジテープを物理ドライブにマウントするまでに要する時間が、仮想テープライブラリにおける書き込み性能を阻害する。
１つの側面では、本発明は、仮想記憶装置の書き込み性能を向上させることを目的とする。
なお、前記目的に限らず、後述する発明を実施するための形態に示す各構成により導かれる作用効果であって、従来の技術によっては得られない作用効果を奏することも本発明の他の目的の１つとして位置付けることができる。

このため、この仮想ライブラリコントローラは、上位装置からのデータの書込指示の対象の論理ボリュームがキャッシュディスク上に存在しない場合に、前記キャッシュディスク上に代替論理ボリュームを作成する代替論理ボリューム作成部と、作成した前記代替論理ボリュームに前記データのライトを行なうライト処理部とを備える。
また、この制御方法は、上位装置と実ライブラリ装置との間に介在し、論理ボリュームを仮想的なライブラリ装置としてキャッシュディスクに格納させる仮想ライブラリコントローラの制御方法であって、前記上位装置からのデータの書込指示の対象の論理ボリュームがキャッシュディスク上に存在しない場合に、前記キャッシュディスク上に代替論理ボリュームを作成するステップと、作成した前記代替論理ボリュームに前記データのライトを行なうステップとを備える。

一実施形態によれば、書き込み性能を向上させる利点がある。

実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムの構成を示す図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムのハードウェア構成を示す図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおけるキャッシュディスク上の論理ボリュームのデータ構成を模式的に示す図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおけるＬＶ情報を例示する図である。 スタブデータの構成を模式的に示す図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける代替論理ボリュームのデータ構成を模式的に示す図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける代替論理ボリュームのＬＶ情報を例示する図である。 （Ａ）〜（Ｃ）は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおけるライト処理による論理ボリュームの更新を説明する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける代替論理ボリュームに対する追加書き処理を説明する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける追加書き処理が行なわれた代替論理ボリュームについてのＬＶ情報を例示する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける代替論理ボリュームに対する書き換え処理を説明する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける書き換え処理が行なわれた代替論理ボリュームについてのＬＶ情報を例示する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおけるＰＶ管理情報に登録されているＬＶ情報を例示する図である。 （Ａ），（Ｂ）は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける追加書きされたデータのマイグレーションを説明する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおけるＰＶ管理情報に登録されている代替論理ボリュームについてのＬＶ情報を例示する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける代替論理ボリュームとの同期後のＰＶ管理情報のＬＶ情報を例示する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける代替論理ボリュームとの同期後のＰＶ管理情報のＬＶ情報を例示する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおけるＬＶ管理情報の代替論理ボリュームとの同期後のＬＶ情報を例示する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける分割マイグレーションが行なわれた物理ボリュームを例示する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおけるリオガニゼーション後のＰＶ管理情報のＬＶ情報を例示する図である。 （Ａ），（Ｂ）は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける書き換えされたデータのマイグレーションを説明する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおけるＰＶ管理情報に登録されている論理ボリュームについてのＬＶ情報を例示する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおけるＰＶ管理情報に登録されている代替論理ボリュームについてのＬＶ情報を例示する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける代替論理ボリュームとの同期後のＰＶ管理情報のＬＶ情報を例示する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける代替論理ボリュームとの同期後のＬＶ管理情報のＬＶ情報を例示する図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおけるマウント処理を説明するフローチャートである。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおけるマウント処理を説明するシーケンス図である。 図２７における各処理とその主体とを示す図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける代替論理ボリュームへの追加書き処理を説明するフローチャートである。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける追加書き処理を説明するシーケンス図である。 図３０における各処理とその主体とを示す図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける代替論理ボリュームへの書き換え処理を説明するフローチャートである。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける追加書き処理を説明するシーケンス図である。 図３３における各処理とその主体とを示す図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける追加書きの場合のマイグレーション処理を説明するフローチャートである。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける同一ＰＶへのマイグレーションでの追加書き処理にかかるマイグレーションを説明するシーケンス図である。 図３６における各処理とその主体とを示す図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける分割マイグレーションでの追加書き処理を説明するシーケンス図である。 図３８における各処理とその主体とを示す図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける書き換えの場合のマイグレーション処理を説明するフローチャートである。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける書き換え処理にかかるマイグレーションを説明するシーケンス図である。 図４１における各処理とその主体とを示す図である。 実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムにおける代替論理ボリュームに対するリード処理を説明するシーケンス図である。 図４３における各処理とその主体とを示す図である。

以下、図面を参照して本仮想ライブラリコントローラ及び制御方法に係る実施の形態を説明する。ただし、以下に示す実施形態はあくまでも例示に過ぎず、実施形態で明示しない種々の変形例や技術の適用を排除する意図はない。すなわち、本実施形態を、その趣旨を逸脱しない範囲で種々変形（実施形態及び各変形例を組み合わせる等）して実施することができる。又、各図は、図中に示す構成要素のみを備えるという趣旨ではなく、他の機能等を含むことができる。

（１）構成
図１は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステムの構成を示す図、図２はそのハードウェア構成を示す図である。
本仮想ライブラリシステム１は、図に示すように、ホスト（上位装置）２００，仮想記憶装置１００及び実ライブラリ装置３００を備える。

仮想ライブラリシステム１は、後述するキャッシュディスク１６０をそなえ、このキャッシュディスク１６０上においてテープ運用を仮想的に実現する。すなわち、仮想記憶装置１００は、ホスト２００と実ライブラリ３００との間に介在し、これらのホスト２００と実ライブラリ３００との間で送受信されるデータを仮想的なテープボリュームとして記憶する。

仮想テープライブラリシステム１は、ホスト２００から送信されるデータをキャッシュディスク１６０に仮想的に形成されたテープボリューム［論理ボリューム（ＬＶ；Logical Volume）］に格納する。例えば、ホスト２００のデータのバックアップジョブとして、ホスト２００で用いられる各種データをキャッシュディスク１６０に格納する。
すなわち、仮想ライブラリシステム１は、仮想的なテープボリュームをキャッシュディスク１６０上に配置することで、実ライブラリ装置３００のテープマウント、ロード／アンロードなどの機械的な動作を無くし、高速処理を実現する。

仮想ライブラリシステム１は、テープライブラリ装置３０１（図２参照）を備え、ＬＶはこのテープライブラリ装置３０１において、物理ドライブ３１０を介して保管媒体である図示しないカートリッジテープに書き込まれる。本仮想ライブラリシステム１においては、このカートリッジテープが物理ボリューム（ＰＶ；Physical Volume）に相当する。以下、カートリッジテープのことをＰＶという場合がある。

ホスト２００は、仮想記憶装置１００によって仮想化されるＬＶにアクセスして、データの書き込みや読み出しを行なう情報処理装置（コンピュータ）である。ホスト２００は、図２に示すように、チャネル（Channel）２０１を介して、ＦＣやＯＣＬＩＮＫにより、仮想記憶装置１００のＩＣＰ（Integrated Channel Processor）１５０と通信可能に接続される。

また、ホスト２００は、図示しないＣＰＵ（Central Processing Unit）によりＶＴＣＰ（Virtual Tape Control Program）２０２を実行することにより、ＬＶへの要求（リード要求／ライト要求）を発行する。
実ライブラリ３００は、図２に示すように、ＰＬＰ（Physical Library Processor）４００及びライブラリ装置３０１をそなえる。

ライブラリ装置３０１は、１つ以上のテープドライブ３１０を備え、複数のカートリッジテープに対するデータの書き込みや読み取りを行なう。以下、テープドライブ３１０を物理ドライブ３１０という場合があり、カートリッジテープを物理ボリュームもしくはＰＶという場合がある。
また、テープライブラリ装置３０１は、これらの複数カートリッジテープのうち任意のカートリッジテープをテープドライブ３１０に搬送するロボット３１２を備える。なお、図１，図２に示す例においては、ライブラリ装置３０１に４つのテープドライブ３１０が備えられている例を示しているが、これに限定されるものではない。すなわち、３つ以下もしくは５つ以上のテープドライブ３１０を備えてもよく、種々変形して実施することができる。

ＰＬＰ４００は、ライブラリ装置３０１の物理テープライブラリに要求を発行するサーバであり、例えば、ＩＡサーバによって構成される。ＰＬＰ４００は、テープライブラリ装置３０１のロボット３１２に対してテープドライブ３１０に対するカートリッジテープのマウント要求等を行なう。このＰＬＰ４００は、実ライブラリ装置３００において、物理ドライブ３１０及びロボット３１２を制御するライブラリ制御部１４（図１参照）として機能する。

仮想記憶装置１００は、論理ドライブ１５１及びＬＶを管理し、キャッシュディスク１６０に仮想的に形成されたＬＶに対してデータの読み書きを行なう。この仮想記憶装置１００は、ホスト２００から送信されるデータをＬＶに格納する。
仮想記憶装置１００は、例えば、図２に示すように、ＶＬＰ（Virtual Library Processor）１１０，ＩＣＰ１５０，キャッシュディスク１６０，ＩＤＰ（Integrated Drive Processor）１７０および記憶装置２０をそなえる。

ホストコンピュータ２００，ＶＬＰ１１０，ＩＣＰ１５０，ＩＤＰ１７０，ＰＬＰ４００およびテープライブラリ装置３０１は、ＬＡＮ（Local Area Network）５０を介して相互に通信可能に接続されている。又、ホストコンピュータ２００とＩＣＰ１５０とはＦＣ（Fibre Channel；ファイバーチャネル）やＯＣＬＩＮＫ（登録商標）によって接続されている。又、ＩＣＰ１５０とキャッシュディスク１６０との間や、キャッシュディスク１６０とＩＤＰ１７０との間，ＩＤＰ１７０とテープライブラリ装置３０１に格納された各物理ドライブ３１０との間も、ＦＣ等により接続されている。

すなわち、仮想記憶装置１００においては、ＩＣＰ１５０，ＩＤＰ１７０，ＶＬＰ１１０の各サーバ上で複数のプロセスがパイプあるいはソケットを用いて通信を行ない、仮想テープシステムを実現しているのである。
そして、これらのＩＣＰ１５０，キャッシュディスク１６０，ＩＤＰ１７０，ＶＬＰ１１０，テープライブラリ装置３０１およびＰＬＰ４００は、同一のラック内にそなえて構成することができる。

なお、図２中、白抜き矢印はＦＣもしくはＯＣＬＩＮＫを介したデータの授受を示しており、破線矢印はＬＡＮ５０を介したデータの授受を示している。
キャッシュディスク１６０は、カートリッジテープの仮想的な情報が格納される記憶媒体であり、後述するＩＣＰ１５０によって受信されたデータや、実ライブラリ装置３００のカートリッジテープから読み取られたデータを記憶する仮想記憶部として機能する。このキャッシュディスク１６０は、ＴＶＣ（Tape Volume Cache）であり、例えば、ＲＡＩＤ（Redundant Arrays of Inexpensive Disks）装置として構成されている。又、このキャッシュディスク１６０のＤＢ（Data Base）領域には、後述するＬＶ管理情報２１やＰＶ管理情報２２が格納される。

ＩＤＰ１７０は、テープライブラリ装置３０１の物理ドライブ３１０との接続をつかさどるサーバである。このＩＤＰ１７０は、ＩＣＰ１５０がホスト２００から受信したデータをテープライブラリ装置３０１の物理ドライブ３１０を介してカートリッジテープに書き込む書き込み手段として機能する。又、ＩＤＰ１７０は、ホスト２００からの読み出し要求に応じて、ライブラリ装置３０１の物理ドライブ３１０を介して、カートリッジテープからデータの読み出しを行なう読み出し手段としても機能する。又、ＩＤＰ１７０は、ＩＡ（Intel Architecture）サーバとして構成されている。

そして、このＩＤＰ１７０は、ＰＤＳ（Physical Driver Server）１７１を実行する。
ＰＤＳ１７１は、ライブラリ装置３００の物理的なテープドライブとのデータのやり取りをするプロセスであって、例えば、カートリッジテープからデータを読み取り、その読み取ったデータをキャッシュディスク１６０の所定の領域に書き込む。
なお、このＰＤＳ１７１は、ＩＤＰ１７０の図示しないＣＰＵが、メモリやハードディスク等の記憶装置（図示省略）に格納されたプログラムを実行することにより実現される。

ＩＣＰ１５０は、ホスト２００のドライブパスとの接続をつかさどるサーバであって、ホスト２００からのデータを受信する受信手段として機能する。又、このＩＣＰ１５０は、例えば、ＩＡサーバにより構成され、ＭＤ（Mount Daemon）１５２やＥＭＴＡＰＥ（Virtual Emulation Tape）１５１を実現する。
ＥＭＴＡＰＥ１５１は、テープライブラリ装置３０１のテープドライブ３１０を仮想的にホスト２００に見せるプロセスであって、ライブラリ装置３０１のテープドライブ３１０のエミュレーションを行ない、キャッシュディスク１６０上のＬＶのリード／ライトを制御する。ＥＭＴＡＰＥ１５１は、エミュレーションしたテープドライブ３１０の台数分だけそなえられる。すなわち、このＥＭＴＡＰＥ１５１が論理ドライブとして機能する。以下、ＥＭＴＡＰＥ１５１を論理ドライブ１５１という場合がある。

ＭＤ１５２は、ＩＣＰ１５０と後述するＶＬＭ（Virtual Library Manager）１１２との間のやりとりをつかさどるプロセスであって、ＶＬＭ１１２からの要求をＥＭＴＡＰＥ１５１に橋渡しする。
そして、これらのＥＭＴＡＰＥ１５１やＭＤ１５２は、ＩＣＰ１５０の図示しないＣＰＵがメモリやハードディスク等の記憶装置（図示省略）に格納されたプログラムを実行することにより実現されるようになっている。

ＶＬＰ１１０は、ＩＣＰ１５０やＩＤＰ１７０等と連携して、システムとして仮想テープ環境を実現するための各種プロセスを実行（動作）させる仮想ライブラリコントローラである。
このＶＬＰ１１０は、ＩＣＰ１５０やＩＤＰ１７０等と連携して、ホスト２００に仮想テープを見せる。なお、このＶＬＰ１１０は、例えば、ＩＡサーバとして構成されている。このＶＬＰ１１０を仮想ライブラリコントローラ１１０という場合がある。

また、このＶＬＰ１１０には記憶装置２０が接続されている。この記憶装置２０は、例えば、ＨＤＤ（Hard disk drive）や不揮発性メモリ等のデータを格納可能な記憶装置であって、ＶＬＰ１１０が用いる種々のデータ等が格納される。
なお、以下、ＬＶ管理情報２１をＬＶＤＢ（Data Base）という場合があり、ＰＶ管理情報２２をＰＶＤＢという場合がある。

さらに、ＶＬＰ１１０は、ＶＬＭＦ（Virtual LMF, Virtual Library Management Facility）１１１，ＶＬＭ１１２，ＰＬＭ（Physical Library Manager）１１３及びＰＬＳ（Physical Library Server）１１４としての機能（プロセス）をそなえている。
ＰＬＭ１１３は、物理的な処理をつかさどるプロセス（物理層制御部）である。ＰＬＭ１１３は、後述するＶＬＭ１１２からの指示を受けて、キャッシュディスク１６０上のＬＶを実ライブラリ装置３００のテープドライブ３１０を介してカートリッジテープにマイグレーションする機能を備える。キャッシュディスク１６０に格納されたＬＶのデータは、このマイグレーション処理によりカートリッジテープに移動（セーブ）される。

また、ＰＬＭ１１３は、テープライブラリ装置３０１のテープドライブ３１０を介してカートリッジテープからＬＶのデータを読み込んでキャッシュディスク１６０上にリコールする機能を備える。キャッシュディスク１６０に存在しないＬＶにアクセス（リコール）する場合は、ＰＬＭ１１３の当該ＬＶ情報を参照することでアクセスを行なう。
さらに、ＰＬＭ１１３は、物理ボリュームに関するＰＶ管理情報２２を常時管理・随時更新する。ＰＶ管理情報２２は、ＰＶに格納されているＬＶに関する情報である（図１３，図１５等参照）。

ＰＬＳ１１４は、ＰＬＰ４００に対して、実ライブラリ装置３００のテープライブラリ装置３０１の制御を要求するプロセスである。
また、仮想記憶装置１００は、テープライブラリ装置３０１内に搭載されているカートリッジテープに格納されているデータの再構築処理（リオーガイナイゼーション処理）を行なう機能をそなえている。

ＶＬＭＦ１１１は、ホストコンピュータ２００からのＬＶへのマウント（MOUNT）要求や、情報取得要求などを受け付けるプロセスである。
そして、本仮想ライブラリシステム１においては、このＶＬＭＦ１１１が、ホスト２００からＬＶへのデータの書込指示を受信する受信部としての機能を実現する。
ＶＬＭ１１２は、仮想的、論理的な処理をつかさどるプロセス（論理層制御部）である。

すなわち、ＶＬＭ１１２は、キャッシュディスク１６０上のＬＶのマウント／アンマウントを制御する。又、ＶＬＭ１１２は、ＶＬＭＦ１１１からのマウント要求を受け、論理ドライブ１５１にＬＶをマウントする。更に、ＶＬＭ１１２は、ＬＶに関する情報データベースであるＬＶ管理情報２１を常時管理・随時更新する。
また、本仮想ライブラリシステム１においては、ＶＬＭ１１２が、代替論理ボリューム作成部１２としての機能を実現する（図１参照）。

代替論理ボリューム作成部１２は、ホスト２００からのライト要求対象の論理ボリューム（ＬＶ）がキャッシュディスク１６０上に存在しない場合に代替論理ボリューム（ＬＶ′）を作成する。
以下、特定のＬＶを示す場合には、例えばＬＶ−Ａ，ＬＶ−Ｂのように、ＬＶの後にハイフン（−）とともに識別用の文字（例えばアルファベット）を付して表す場合がある。又、特定のＬＶを示すためのこれらのＬＶ−Ａ，ＬＶ−Ｂ等の符号を論理ボリュームを識別するための論理ボリューム名として用いる。

ホスト２００からライト要求があったＬＶがキャッシュディスク１６０上に存在しないことにより作成される代替論理ボリュームを、論理ボリュームを示す符号（ＬＶ等）の語尾にダッシュ（′）を付して表す。
例えば、論理ボリュームＬＶ−Ａに対応する代替論理ボリュームを、ＬＶ−Ａ′と表す。

本仮想ライブラリシステム１においては、キャッシュディスク１６０上に存在しないＬＶに対してホスト２００からライト要求（書込指示）があった場合に、代替論理ボリューム作成部１２は、キャッシュディスク１６０上にＬＶ′を作成する。
仮想記憶装置１００は、ホスト２００からライト要求があったＬＶ−Ａがキャッシュディスク１６０上にない場合に、ホスト２００にあたかもＬＶ−Ａがキャッシュディスク１６０上に存在しているかのように見せ、ホスト２００からのライト要求にＬＶ−Ａ′で対応する。

代替論理ボリューム作成部１２は、ホスト２００からのライト要求対象のＬＶについての、キャッシュディスク１６０上のスタブデータ（管理情報）を複写することにより、ＬＶ′を作成する。
スタブデータは、例えば、カートリッジテープにＬＶを作成し、初期化した（仮想ライブラリ装置で使用できるように管理サーバ１０情報ＬＶＨ，ＶＯＬ，ＨＤＲ１、総計１６５４４バイトのデータを書き込んだ状態にした）際に作成される管理情報である。このスタブデータは、キャッシュディスク１６０上に常に存在しているＬＶのメタデータ部分である。

なお、スタブデータは、１２８ＫＢ以下のデータであり、１２８ＫＢ以上のデータが保存されているＬＶがキャッシュディスク１６０から追い出されたとしても、先頭から１２８ＫＢのスタブデータ（ＬＶＨ，ＶＯＬ，ＨＤＲ１，ＨＤＲ２及びユーザデータの一部）は、常にキャッシュディスク１６０上に存在し続ける。
スタブデータは、マイグレーションされた論理ボリュームと同じファイル名を情報として有する。スタブデータには、ＬＶに書き込まれている各データブロックの詳細情報をテーブル化したレコードテーブル（データブロックサイズや圧縮率等）が含まれる。スタブデータにはＬＶのユーザデータの一部も含まれる。

図３は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１におけるキャッシュディスク１６０上の論理ボリュームのデータ構成を模式的に示す図である。この図３に示す例においてはＬＶ−Ａを示している。
ＬＶは、図３に示すように、ＬＶＨ，ＶＯＬ，ＨＤＲ１，ＨＤＲ２，ユーザデータ，ＥＯＦ１及びＥＯＦ２を備える。

ここで、ＬＶＨ（LV-Header）はヘッダ情報であり、当該ＬＶの世代やＬＶ名，ＬＶグループ名，ＬＶサイズ，ＬＶ作成日等が記録されている。このＬＶＨは、例えば１６３８４バイトのデータサイズを有する。
ＶＯＬ（Volume Block）にはボリューム名や所有者等が記録されている。ＨＤＲ１（Header 1 Block）にはファイル名や更新日等が記録されている。ＨＤＲ２（Header 2 Block）にはレコード形式，ブロック長等が記録されている。

ユーザデータは、ホスト２００から読み書きされるデータが記録されている。ＥＯＦ１（End of File 1 Block）にはファイル名，更新日などが記録されており、ＥＯＦ２（End of File 2 Block）にはレコード形式，ブロック長等が記録されている。なお、ＶＯＬ，ＨＤＲ１，ＨＤＲ２，ＥＯＦ１及びＥＯＦ２は、それぞれ例えば８０バイトのデータサイズを有する。

後述するＬＶ管理情報２１には、上述したＬＶに関する情報（ＬＶ情報）が登録されている。
図４は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１におけるＬＶ情報を例示する図である。
ＬＶ情報は、この図４に示すように、論理ボリューム名，論理ボリュームグループ名，状態，作成タイムスタンプ，ホストアクセスタイムスタンプ，世代，データサイズ及びブロック数を備える。

例えば、この図４に示す例において、世代を表すＧは、書き換え回数を示す整数であり当該ＬＶの書き換えが行なわれる毎にインクリメントされる。又、この図４に示す例において、ブロック数は、便宜上、テープマークを考慮しない数が登録される。又、厳密に言えば、ユーザデータ部も固定長ブロックに区切られているが、簡単のため１ブロックとして扱う場合を示している。

図５はスタブデータの構成を模式的に示す図である。
スタブデータは、図５に示すように、ＬＶＨ，ＶＯＬ，ＨＤＲ１，ＨＤＲ２及びユーザデータの一部を備える。
ＬＶにおけるスタブデータに相当するデータ（ＶＯＬ，ＨＤＲ１，ＨＤＲ２及びユーザデータの先頭の一部分）は、ＬＶに直接書き込まれており、この部分は常にキャッシュディスク１６０上に存在する。

ＬＶがキャッシュディスク１６０上に存在するということは、ＬＶのユーザデータ部分の全てがキャッシュディスク１６０上に存在することを意味する（図３参照）。一方、ＬＶがキャッシュディスク１６０上に存在しないということは、ユーザデータの一部分しかキャッシュディスク１６０上に存在しないことを意味する（図４参照）。すなわち、スタブデータ部分を除くユーザデータ部分はキャッシュディスク１６０上には存在しない。なお、スタブデータと同等の情報は、ＬＶ管理情報２１でも管理される。

代替論理ボリューム作成部１２は、ＬＶ′を作成すると、このＬＶ′のＬＶ情報として、ＬＶ管理情報２１に、既にＬＶ管理情報２１に登録されている当該ＬＶ′に対応するＬＶ情報を引き継いで登録する。
図６は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における代替論理ボリューム（ＬＶ′）のデータ構成を模式的に示す図、図７はその代替論理ボリュームのＬＶ情報を例示する図である。なお、図７に例示するＬＶ′は、図４に例示するＬＶに対応するものである。

ＬＶ′は、図５に示したスタブデータを複写して作成される。すなわち、ＬＶ′は、図６及び図７に示すように、スタブデータ（図５参照）と同様に、ＬＶＨ，ＶＯＬ，ＨＤＲ１，ＨＤＲ２及びユーザデータの一部を備える。
代替論理ボリューム作成部１２は、図７に示すように、ＬＶ管理情報２１において、作成したＬＶ′のＬＶ情報に代替状態を表す識別情報を設定する。図７に例示するＬＶ管理情報２１においては、状態として、代替状態を示す“Substituted状態”が登録されている。すなわち、ＬＶ′のＬＶ情報には、その状態として“Substituted状態”が設定される。

なお、この状態として設定される情報としては、上述した“Substituted状態”の他に、“Migrated状態”や“Mounted状態”がある。なお、ＬＶ情報の状態として登録される“Migrated状態”や“Mounted状態”は既知であり、その説明は省略する。
また、代替論理ボリューム作成部１２は、キャッシュディスク１６０上にＬＶ′の格納領域を確保できない場合には、このＬＶ′を格納可能な容量に相当する１以上のＬＶをキャッシュディスク１６０から追い出す。

例えば、代替論理ボリューム作成部１２は、ＬＲＵ（Least Recently Used）アルゴリズムに従って、キャッシュディスク１６０から削除するＬＶを決定する。すなわち、代替論理ボリューム作成部１２は、キャッシュディスク１６０上のＬＶのうち、アクセス頻度の低いＬＶを優先して、キャッシュディスク１６０から削除する。
代替論理ボリューム制御部１３は、代替論理ボリューム作成部１２が作成したＬＶ′に対する処理を行なう。例えば、代替論理ボリューム制御部１３は、ホスト２００からのライト指示に従って、ＬＶ′に対してデータのライトやマイグレーションを行なう。

また、本仮想ライブラリシステム１においては、ＶＬＭ１１２，ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＰＬＭ１１３が、代替論理ボリューム制御部１３としての機能を実現する（図１参照）。
具体的には、ＶＬＭ１１２がＬＶのマウント／アンマウントの制御を行ない、ＥＭＴＡＰＥ１５１がＬＶのリード／ライトの制御を行なう。又、ＰＬＭ１１３がマイグレーションの制御を行なう。

（Ａ）ライト処理
ここで、仮想ライブラリ（実ライブラリも同様）は、その構造上ライト済みのデータの途中からの上書きをすることが不可能である。そのため、データのライトには、ボリューム（テープ）における既存データの後方に新規追加データを書き込む「追加書き」と、テープの先頭から新規データを上書きする「書き換え」との２種類の処理がある。

図８（Ａ）〜（Ｃ）は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１におけるライト処理によるＬＶの更新を説明する図である。図８（Ａ）は書き込み前（初期状態）のＬＶを示す図、図８（Ｂ）は追加書き処理が行なわれた後のＬＶを示す図、図８（Ｃ）は書き換え処理が行なわれた後のＬＶを示す図である。
図８（Ａ）に示す状態（初期状態）のＬＶに対して、追加書き処理でデータのライトを行なう場合には、図８（Ｂ）に示すように、先に記録されているデータの後端から、新たなデータが書き込まれる。

一方、図８（Ａ）に示す状態（初期状態）のＬＶに対して、書き換え処理でデータのライトを行なう場合には、図８（Ｃ）に示すように、先に記録されているデータを上書きするように、ＬＶの先頭（始端）から新たなデータが書き込まれる。
なお、ライト要求が追加書き処理であるか書き換え処理であるかは、例えば、そのライト要求を発行するホスト２００が指定する。ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ホスト２００から位置付け要求を受領した段階で、処理が追加書き処理であるか書き換え処理であるかを判断する。

本仮想ライブラリシステム１においては、代替論理ボリューム作成部１２によって作成されたＬＶ′も、これらの追加書きと書き換えとの２種類のデータのライトに対応する。なお、最終的にＬＶ′は、論理ドライブ１５１からアンマウントされる。
（Ａ−１）追加書き
代替論理ボリューム制御部１３は、ＬＶ′に対するライト要求が行なわれた場合において、そのライト要求が追加書き処理である場合に、ライト要求に付属する位置付けコマンドの実行を抑止することで、ＬＶ′の先頭からデータライトを行なう。

追加書き処理の場合、ホスト２００は、論理ヘッドを、ＬＶにおいて、ライト処理を実行する時点における最も終端側に記録されているＥＯＦ２の終端側に位置付けるよう要求する位置付けコマンドを発行する。なお、論理ヘッドはＬＶに対してデータの読み書きを行なう仮想的なデバイスである。
このホスト２００からの要求（位置付けコマンド）に従い、代替論理ボリューム制御部１３は、論理ヘッドをＬＶにおける現状最も終端側に記録されているＥＯＦ２の終端側に位置付ける。こうして、ＬＶに既存データを残したまま、その後方に新規データを書き込む準備ができる。

但し、これは、ユーザデータ部分がキャッシュ上に存在するＬＶの場合である。前述の如く代替論理ボリューム作成部１２によって作成されたＬＶ′には、スタブデータしか書き込まれていない。
そこで、ＬＶ′に対して位置付けコマンドが発行された場合は、代替論理ボリューム制御部１３のライト制御部、つまり、ＥＭＴＡＰＥ１５１が位置付けコマンドをスキップ・抑止する。 その後、ホスト２００は、ＬＶ′に追加データを書き込む。

図９は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における代替論理ボリュームに対する追加書き処理を説明する図である。
上述の如く、ＬＶ′に対して位置付けコマンドが発行された場合は、代替論理ボリューム制御部１３が位置付けコマンドの処理をスキップすることにより、図９に示すように、論理ヘッドはＬＶ′の始端から新たなデータの書き込みを行なう。

なお、ＬＶ′に先に書き込まれていたスタブデータは、新たに書き込まれた追加データによって上書きされる。
また、追加書き処理が完了し次第、代替論理ボリューム制御部１３は、図１０に示すように、ＬＶ管理情報２１において、当該ＬＶ′の情報に追加書きを示すフラグ（追加書きフラグ）を付加する。

図１０は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における追加書き処理が行なわれたＬＶ′についてのＬＶ情報を例示する図である。
この図１０に示す例においては、状態として代替状態を示す“Substituted状態”が登録されているとともに、代替フラグとして追加書きを示す情報が記録されている。
（Ａ−２）書き換え
図１１は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における代替論理ボリュームに対する書き換え処理を説明する図である。

書き換え処理の場合には、ホスト２００から送信されるライト要求に位置付けコマンドは付属しない。従って、図１１に示すように、代替論理ボリューム制御部１３は、上述した追加書き処理とは異なり、データを即座にＬＶ′に書き込む。先にＬＶ′に書き込まれていたスタブデータは、新規データによって上書きされる。
書き換え処理が完了し次第、図１２に示すように、ＬＶ管理情報２１のＬＶ情報に書き換えフラグを付加する。

図１２は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における書き換え処理が行なわれたＬＶ′についてのＬＶ情報を例示する図である。
この図１２に示す例においては、状態として代替状態を示す“Substituted状態”が登録されているとともに、代替フラグとして書き換えを示す情報が記録されている。
（Ｂ）マイグレーション
また、代替論理ボリューム制御部１３のマイグレーション処理部、つまりＰＬＭ１１３は、キャッシュディスク１６０上のＬＶにデータの更新があると、そのＬＶを実ライブラリ装置３００のテープドライブ３１０によりカートリッジテープ（ＰＶ）にマイグレーションする機能を備える。

代替論理ボリューム制御部１３は、主にＰＬＭ１１３の機能を用いてマイグレーションを実現する。
（Ｂ−１）追加書き
図１３は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１におけるＰＶ管理情報２２に登録されているＬＶ情報を例示する図である。

ＰＶ管理情報２２におけるＬＶ情報は、この図１３に示すように、ＰＶ名，ＬＶ名，世代，全データサイズ，ブロック番号，ブロック数，書き込みタイムスタンプ及び有効フラグを備える。なお、ブロック番号はＰＶ上に既に存在しているＬＶの先頭ブロック番号である。又、ブロック数はＬＶの全ブロック数である。有効フラグは、ＬＶデータの有効化もしくは無効化のフラグである。これらのＬＶ情報は既知であり、その説明は省略する。

図１４（Ａ），（Ｂ）は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における追加書きされたデータのマイグレーションを説明する図である。図１４（Ａ）は既にＬＶ（ＬＶ−Ａ，ＬＶ−Ｂ）が保存されているＰＶ−Ａに新たにＬＶ′（ＬＶ−Ａ′）をマイグレーションした状態を示す。又、図１４（Ｂ）はＰＶ−ＡにＬＶ−Ａ′を格納する領域を確保できなかったので、ＰＶ−ＢにＬＶ−Ａ′を格納した状態を示す。

代替論理ボリューム制御部１３は、ＰＶ管理情報２２のＬＶ−Ａの情報（図１３参照）を参照して、図１４（Ａ）に示すように、ＬＶ−Ａが既に保存されているＰＶ−Ａをテープドライブ３１０にマウントし、ＬＶ−Ａ′のデータをこのＰＶ−Ａにマイグレーションする。すなわち、ＰＶ−Ａにおいて既に登録されているデータの最後端側にＬＶ−Ａ′を記録する。

また、ＰＶ−ＡにＬＶ−Ａ′のデータを保存できる容量を確保できない場合には、図１４（Ｂ）に示すように、代替論理ボリューム制御部１３は、容量に余裕がある他のＰＶ（ＰＶ−Ｂ）をテープドライブ３１０にマウントし、ＬＶ−Ａ′をこのＰＶ−Ｂにマイグレーションする。すなわち、ＰＶ−Ｂにおいて既に登録されているデータの最後端側にＬＶ−Ａ′を記録する。

マイグレーションが完了し次第、代替論理ボリューム制御部１３は、ＰＶ管理情報２２において、マイグレーションを行なったＰＶ−ＡもしくはＰＶ−Ｂに対して、ＬＶ−Ａ′の情報を登録する。この際、図１５に示すように、ＰＶ管理情報２２に対して、当該ＰＶに既に登録されているＬＶの情報（図１３参照）を加味して、新たにＰＶに書き込んだＬＶ−Ａ′の情報を登録する。

図１５は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１におけるＰＶ管理情報２２に登録されている代替論理ボリュームについてのＬＶ情報を例示する図である。なお、図１５に示す例においては、ＬＶ−Ａ′に関するデータを追加書き処理でＰＶ−ＡもしくはＰＶ−Ｂにマイグレーションした場合のＬＶ情報を示す。この図１５に示す例は、マイグレーション直後の状態を示す。

ＰＶ管理情報２２に登録されるＬＶ′のＬＶ情報は、この図１５に示すように、例えば、ＰＶ名，ＬＶ名，代替フラグ，世代，全データサイズ，既存データサイズ，追加データサイズ，既存ブロック番号，追加ブロック番号，ブロック数，既存ブロック数，追加ブロック数，書き込みタイムスタンプ及び有効フラグを有する。
なお、図中、既述の情報と同じ項目は同様の項目を示し、その説明は省略する。

代替フラグには追加書きフラグを示す情報が登録される。既存データサイズは、ＰＶ−Ａのマイグレーションを行なう前にＰＶに格納されているＬＶのデータサイズ（xxxKB）である。追加データサイズは、追加書きで書き込んだデータのサイズ（yyyKB）である。
全データサイズは、ＬＶ全体、すなわち、連結時のデータサイズを示す。図１５に示す例においては、ＰＶ上に先にxxxKBのＬＶが格納されている状態で、yyyKBのＬＶ−Ａのマイグレーション（書き込み）を行なうことを示している。

既存ブロック番号は、先にＰＶ上に存在しているＬＶの先頭ブロック番号である。この図１５に示す例において、ＰＶ名に“ＰＶ−Ａｏｒ ＰＶ−Ｂ”と登録されている。これは、ＰＶ−Ａに空き容量がある場合には、このＰＶ−Ａにマイグレーションを行ない、ＰＶ−Ａに空き容量が無く、このＰＶ−Ａに追加書きを行なうことができない場合には、ＰＶ−Ｂにマイグレーションが行なわれることを示す。

追加ブロック番号は、追加書きで書き込んだＬＶ−Ａの先頭ブロック番号である。なお、図１５に示す例において、追加ブロック番号に“１６ｏｒ２”と登録されているのは、既にＬＶが書き込まれているＰＶ−Ａに追加書きを行なった場合には、ＰＶ−Ａの１６ブロックを先頭としてＬＶ−Ａが書き込まれたことを示す。又、ＰＶ−Ａに空き容量が無く、このＰＶ−Ａに追加書きを行なうことができなかった場合には、ＰＶ−Ｂの２ブロックを先頭としてＬＶ−Ａが書き込まれたことを示す。

既存ブロック数は、ＰＶ上に既に存在しているＬＶのブロック数であり、追加ブロック数は追加書きで書き込んだＬＶのブロック数である。ブロック数は、ＰＶにおける全て（連結時）のＬＶのブロック数であり、既存ブロック数と追加ブロック数との合計となる。
代替論理ボリューム制御部１３（ＰＬＭ１１３）は、ＰＶ管理情報２２に登録されているＬＶ−ＡのＬＶ情報（図１３参照）を、ＬＶ−Ａ′のＬＶ情報（図１５参照）と同期を取る。又、代替論理ボリューム制御部１３（ＶＬＭ１１２）は、自身が管理しているＬＶ管理情報２１におけるＬＶ−ＡのＬＶ情報（図７参照）をＬＶ−Ａ′のＬＶ情報（図１０参照）と同期を取る。

図１６及び図１７は、それぞれ実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における代替論理ボリュームとの同期後のＰＶ管理情報２２のＬＶ情報を例示する図である。なお、図１６は代替論理ボリュームが同一のＰＶにマイグレーションされた場合のＬＶ情報を示す。又、図１７は代替論理ボリュームが同一のＰＶにマイグレーションされなかった場合において、リオガニゼーション（後述）を実施後に更新したＰＶ管理情報２２上のＬＶ情報を示す。

これらの図１６及び図１７に示すように、ＰＶ管理情報２２のＬＶ情報において、既存データのマイグレーション先と追加書きデータのマイグレーション先とを管理する。これにより、代替論理ボリューム制御部１３は、既存データ（ＬＶ−Ａ）と追加データ（ＬＶ−Ａ′）とが同一のＰＶにマイグレーションされたか否かを認識することができる。
図１８は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における代替論理ボリュームとの同期後のＬＶ管理情報２１のＬＶ情報を例示する図である。この図１８に示すＬＶ情報は、図７に示したＬＶ情報に対して更新を行なった状態を示している。すなわち、状態がマイグレーションされた状態を示すMigrated状態に変更された他、ホストアクセスタイムスタンプ、世代、データサイズ及びブロック数が、それぞれ、ＬＶ−Ａ′が加味された値に更新されている。

ＰＶ管理情報２２及びＬＶ管理情報２１の更新が完了した段階で、ＬＶ′の役目が終わる。このままＬＶ′を本仮想記憶装置１００上に残しておく必要もないので、代替論理ボリューム制御部（代替論理ボリューム削除部）１３は、キャッシュディスク１６０上からＬＶ−Ａ′を削除する。併せて、代替論理ボリューム制御部（代替論理ボリューム削除部）１３は、ＰＶ管理情報２２及びＬＶ管理情報２１から、ＬＶ−Ａ′に関する情報を削除する。

なお、仮想ライブラリシステム１のバックアップ装置としての特性上、仮想ライブラリシステム１では、直前に書き込きこまれたデータに対してすぐにホスト２００からリード要求が行なわれることはほとんどない。又、キャッシュディスク１６０上に存在しないＬＶが存在するということは、キャッシュディスク１６０の容量が満杯であることを意味する。ホスト２００からの更なるライト要求に応えるには、なるべくキャッシュディスク１６０の空き容量を増やしておいた方が運用上都合が良い。本仮想ライブラリシステム１においては、これらの理由から仮想記憶装置１００からＬＶ′を削除する。

その後、ＬＶ−Ａに対してリコール処理等が実行されると、ＰＶ管理情報２２において有効フラグが立っている（有効が設定されている）既存のＬＶ−Ａのデータと新規追加したＬＶ−Ａ′のデータとを連結した１つのデータとしてリコールされる。
また、マイグレーションの実行中にホスト２００からライト要求が来た場合は、代替論理ボリューム作成部１２が、再度、ＬＶ′を作成して、そのライト要求に対応する。

さて、上述したマイグレーションにおいて、既存データと追加データとが同一のＰＶにマイグレーションされなかった場合に、ホスト２００からＬＶ−Ａに対するリード要求が行なわれた場合には、複数のＰＶから１つのＬＶをリコールする必要が生じる。以下、既存データと追加データとを別々のＰＶにマイグレーションすることを分割マイグレーションという。

図１９は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における分割マイグレーションが行なわれたＰＶを例示する図である。
この図１９に示す例においては、ＰＶ−ＡとＰＶ−Ｂとの２つのＰＶが示されており、ＰＶ−ＡにＬＶ−Ａ，ＬＶ−Ｂ，ＬＶ−Ｃ及びＬＶ−Ｄが、又、ＰＶ−ＢにＬＶ−Ａ′が、それぞれ格納されている。すなわち、ＬＶ−ＡのデータがＰＶ−Ａ上に、又、新たにＬＶ−Ａに追加されたＬＶ−Ａ′のデータがＰＶ−Ｂ上にそれぞれマイグレーションされている。

この図１９に示す例において、ホスト２００からＬＶ−Ａ（すなわちＬＶ−Ａ＋ＬＶ−Ａ′）に対してリード要求が出された際には、２つのＰＶ（ＰＶ−Ａ，ＰＶ−Ｂ）から１つのＬＶ（ＬＶ−Ａ及びＬＶ−Ａ′）をリコールする必要がある。
このような分割マイグレーションされたＬＶ−Ａのリコールには、複数のＰＶ（ＰＶ−Ａ，ＰＶ−Ｂ）をそれぞれ別のテープドライブ３１０にマウントする機械的動作が発生することから、１つのＰＶからリコールを行なう場合に比べてリコール処理に時間がかかってしまう。

そこで、本仮想ライブラリシステム１においては、分割マイグレーションされたＬＶ（ＬＶ−Ａ）に対して、リオガニゼーションを実行する。
公知のリオガニゼーション手法においてはＰＶ単位でＬＶのリコールを行なうが、本仮想ライブラリシステム１においては、代替論理ボリューム制御部１３は、分割されていたデータ（ＬＶ−Ａ＋ＬＶ−Ａ′）をキャッシュディスク１６０上のＬＶ−Ａ′の中で連結する。

そして、代替論理ボリューム制御部１３は、これらの連結したＬＶ−Ａを１つの連続したデータとして再度ＰＶ−Ｂにマイグレーションを実行する。
マイグレーション完了後、ＬＶ−Ａ′の情報を更新し、連結したＬＶ−Ａ，ＬＶ−Ａ′のデータを有効とし、ばらばらにＰＶに保存されているＬＶ−Ａ，ＬＶ−Ａ′のデータを無効とする（図１９参照）。その結果、その後、ホスト２００からＬＶ（ＬＶ−Ａ）に対してリード要求が行なわれた際には、１つのＰＶ（ＰＶ−Ｂ）からのリコール処理が行なわれ、１つのＰＶからのリコール処理時間で済む。

すなわち、複数のＰＶに分割マイグレーションされたＬＶをリオガニゼーションでまとめて、１つのデータとして再マイグレーションを行なうことで、当該ＬＶのリコールに要する時間を短縮することができる。
図２０は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１におけるリオガニゼーション後のＰＶ管理情報２２のＬＶ情報を例示する図である。この図２０に示すＬＶ情報は、代替論理ボリュームが同一のＰＶにマイグレーションされなかった場合において、同期を取った後のＰＶ管理情報２２上のＬＶ情報を示す。

分割マイグレーションされていたデータを、リオガニゼーションにより、本来あるべき姿の連続したデータに連結すると、代替論理ボリューム制御部１３は、この図２０に示すように、図１５に示したＬＶ情報から不要な情報を削除してＰＶ管理情報２２に登録する。図２０に示す例においては、図１５に示したＬＶ情報から、代替フラグ，既存データサイズ，追加データサイズ追加ブロック番号，既存ブロック数及び追加ブロック数が不要な情報として削除されている。

なお、上述した分割マイグレーションに関するリオガニゼーション処理は、ＬＶ−Ａ′をＰＶ−Ｂにマイグレーションした直後に行なう。ただし、上述した分割マイグレーションに関するリオガニゼーション処理は、仮想ライブラリ（主にバックエンドの実ライブラリ装置３００）に対して負荷を与える処理であるので、低負荷時を見計らって実行してもよい。

そして、ＰＶ管理情報２２上のＬＶ−Ａの情報（図１３参照）をＬＶ−Ａ′の情報と同期を取る（図１５参照）。一方、論理層制御部は、自身が管理している全ＬＶのデータベース（ＬＶ管理情報２１）に登録されているＬＶ−Ａの情報（図４参照）をＬＶ−Ａ′情報（図１０参照）と同期を取る（図１８参照）。この段階で、ＬＶ−Ａ′の役目が終わる。このままＬＶ−Ａ′を仮想ライブラリ上に残す理由もないので、キャッシュ上からＬＶ−Ａ′を削除する。もちろん、ＰＶ管理情報２２及びＬＶ管理情報２１に登録されたＬＶ−Ａ′に関する情報も削除する。

なお、ＬＶ−Ａ′を削除する理由として、仮想ライブラリシステム１のバックアップ装置としての特性上、仮想ライブラリでは、直前に書き込きこまれたデータに対してすぐにホスト２００からリード要求が行なわれることはほとんどない。又、キャッシュディスク１６０上に存在しないＬＶが存在するということは、キャッシュディスク１６０の容量が満杯であることを意味する。ホスト２００からの更なるライト要求に応えるには、なるべくキャッシュディスク１６０の空き容量を増やしておいた方が運用上都合が良い。本仮想ライブラリシステム１においては、これらの理由から仮想記憶装置１００からＬＶ′を削除する。

（Ｂ−２）書き換え
図２１（Ａ），（Ｂ）は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における書き換えされたデータのマイグレーションを説明する図である。図２１（Ａ）は既にＬＶ−Ａが保存されているＰＶ−Ａに新たにＬＶ−Ａ′をマイグレーショした状態を示す。又、図２１（Ｂ）はＬＶ−Ａが保存されていないＰＶ−ＢにＬＶ−Ａ′を格納した状態を示す。

図２２は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１におけるＰＶ管理情報２２に登録されている論理ボリュームについてのＬＶ情報を例示する図である。図２３は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１におけるＰＶ管理情報２２に登録されている代替論理ボリュームについてのＬＶ情報を例示する図である。なお、図２３に示す例においては、ＬＶ−Ａ′に関するデータを書き換え処理でＰＶ−ＡもしくはＰＶ−Ｂにマイグレーションした場合のＬＶ情報を示す。ＬＶ−Ａ′のマイグレーション前においては、図２２に示すＬＶ情報がＰＶ管理情報２２に登録されている。

代替論理ボリューム制御部１３は、ＰＶ管理情報２２のＬＶ−Ａの情報（図１３参照）を参照して、図２１（Ａ）に示すように、ＬＶ−Ａが既に保存されているＰＶ−Ａをテープドライブ３１０にマウントし、ＬＶ−Ａ′のデータをこのＰＶ−Ａにマイグレーションする。
また、ＰＶ−ＡにＬＶ−Ａ′のデータを保存できる容量を確保できない場合には、図２１（Ｂ）に示すように、代替論理ボリューム制御部１３は、容量に余裕がある他のＰＶ（ＰＶ−Ｂ）をテープドライブ３１０にマウントし、ＬＶ−Ａ′をこのＰＶ−Ｂにマイグレーションする。

マイグレーションが完了し次第、代替論理ボリューム制御部１３は、ＰＶ管理情報２２において、マイグレーションを行なったＰＶ−ＡもしくはＰＶ−Ｂに対して、ＬＶ−Ａ′の情報を登録する（図２３参照）。この時点で、ＰＶ−Ａ上に保存されていたＬＶ−Ａのデータ（図２２参照）は無効となる。
代替論理ボリューム制御部１３（ＰＬＭ１１３）は、ＰＶ管理情報２２に登録されているＬＶ−ＡのＬＶ情報（図２２参照）を、ＬＶ−Ａ′のＬＶ情報（図２３参照）と同期を取る。又、代替論理ボリューム制御部１３（ＶＬＭ１１２）は、自身が管理しているＬＶ管理情報２１におけるＬＶ−ＡのＬＶ情報（図７参照）をＬＶ−Ａ′のＬＶ情報（図１２参照）と同期を取る。

図２４は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における代替論理ボリュームとの同期後のＰＶ管理情報２２のＬＶ情報を例示する図である。この図２４に示すＬＶ情報は、図１３に示したＬＶ情報に対して更新を行なった状態を示している。すなわち、世代、データサイズ及びブロック数が、それぞれ、書き換え後のＬＶ−Ａに応じて更新されている。

図２５は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における代替論理ボリュームとの同期後のＬＶ管理情報２１のＬＶ情報を例示する図である。この図２５に示すＬＶ情報は、図７に示したＬＶ情報に対して更新を行なった状態を示している。すなわち、状態がマイグレーションされた状態を示すMigrated状態に変更された他、ホストアクセスタイムスタンプ、世代、データサイズ及びブロック数が、それぞれ、ＬＶ−Ａ′に応じて更新されている。

このように、ＰＶ管理情報２２及びＬＶ管理情報２１の更新が完了した段階で、ＬＶ′の役目が終わる。このままＬＶ′を本仮想記憶装置１００上に残す理由もないので、代替論理ボリューム制御部１３は、キャッシュディスク１６０上からＬＶ−Ａ′を削除する。併せて、代替論理ボリューム制御部１３は、ＰＶ管理情報２２及びＬＶ管理情報２１から、ＬＶ−Ａ′に関する情報を削除する。

なお、ＬＶ−Ａ′を削除する理由として、仮想ライブラリシステム１のバックアップ装置としての特性上、仮想ライブラリでは、直前に書き込きこまれたデータに対してすぐにホスト２００からリード要求が行なわれることはほとんどない。又、キャッシュディスク１６０上に存在しないＬＶが存在するということは、キャッシュディスク１６０の容量が満杯であることを意味する。ホスト２００からの更なるライト要求に応えるには、なるべくキャッシュディスク１６０の空き容量を増やしておいた方が運用上都合が良い。本仮想ライブラリシステム１においては、これらの理由から仮想記憶装置１００からＬＶ′を削除する。

（２）動作
上述の如く構成された実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における各処理を説明する。
（Ａ）マウント処理
図２７及び図２８を参照しながら、図２６に示すフローチャート（ステップＡ１〜Ａ７）に従って、実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１におけるマウント処理を説明する。なお、図２７は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１におけるマウント処理を説明するシーケンス図、図２８は図２７における各処理とその主体とを示す図である。

ホスト２００においてＬＶ−Ａに対するライト処理が起動されると（図２７，図２８の符号［１］参照）、ホスト２００から仮想ライブラリシステム１のＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対して、ＬＶ−Ａのマウント要求が発行される（図２７，図２８の符号［２］参照）。ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２においてはマウント要求を受領する（図２６のステップＡ１）。

ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ライト要求にかかるＬＶ−Ａがキャッシュディスク１６０上に存在しているか否かを判定する（図２７，図２８の符号［３］参照；図２６のステップＡ２）。ＬＶ−Ａがキャッシュディスク１６０上に存在していない場合には（ステップＡ２のＮＯルート参照）、ステップＡ３において、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２（代替論理ボリューム作成部１２）が、ＬＶ−Ａのスタブデータを複写したＬＶ−Ａ′を作成する。又、ステップＡ４において、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ＬＶ管理情報２１に作成したＬＶ−Ａ′の情報を登録する（図２７，図２８の符号［４］参照）。

ステップＡ５において、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対してＬＶ−Ａ′のマウント要求を発行する（図２７，図２８の符号［５］参照）。又、ＬＶ−Ａがキャッシュディスク１６０上に存在している場合には（ステップＡ２のＹＥＳルート参照）、ステップＡ６において、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対してＬＶ−Ａのマウント要求を発行する（図２７，図２８の符号［６］参照）。ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２は、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対してＬＶ−ＡもしくはＬＶ−Ａ′のマウント応答を行なう（図２７，図２８の符号［７］参照）。

その後、ステップＡ７において、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２はホスト２００に対してマウント完了を応答し（図２７，図２８の符号［８］参照）、処理を終了する。
（Ｂ）ライト処理
次に、本仮想ライブラリシステム１におけるライト処理について説明する。
（Ｂ−１）追加書き処理
図３０及び図３１を参照しながら、図２９に示すフローチャート（ステップＢ１〜Ｂ１６）に従って、実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１におけるＬＶ−Ａ′への追加書き処理を説明する。なお、図３０は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における追加書き処理を説明するシーケンス図、図３１は図３０における各処理とその主体とを示す図である。

ＬＶ−Ａ′に対する追加書きのライト処理においては、ステップＢ１において、ホスト２００が、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対してVOL Readの要求を行なう（図３０，図３１の符号［１］参照）。ここで、VOL Readとは、VOL（Volume Block）を読み込む処理であり、ホスト２００から指示されたＬＶであるか否かを確認するために行なわれる。なお、Volume Blockは、ボリューム名や所有者等の情報が書かれている８０バイトのブロックである。一般に、VOL Readは、ＬＶにデータを書き込む際、又は、ＬＶのデータを読み込む際に実行される。

ステップＢ２において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２がVOL Readを実行すると（図３０，図３１の符号［２］参照）、ステップＢ３において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２からホスト２００に対してVOL Readの応答が行なわれる（図３０，図３１の符号［３］参照）。
その後、ホスト２００からＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対して論理ヘッドの巻き戻し要求が発行され、ステップＢ４において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２がこの巻き戻し要求を受領する（図３０，図３１の符号［４］参照）。ステップＢ５において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２は、論理ヘッドをＬＶ−Ａ′の始端側に巻き戻す（図３０，図３１の符号［５］参照）。その後、ステップＢ６において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２は、ホスト２００に対して論理ヘッドの巻き戻し完了の応答を通知する（図３０，図３１の符号［６］参照）。

ホスト２００がＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対して論理ヘッドの位置付け要求を発行すると（図３０，図３１の符号［７］参照）、ステップＢ７において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２がこの位置付け要求を受領する。
ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２は、ＬＶ−Ａ′に対する論理ヘッドの位置付けを実行する（図３０，図３１の符号［８］参照）。この際、ホスト２００から発行される論理ヘッドの位置付けコマンドは、ＬＶ−Ａ′に対する位置付けコマンドである。従って、代替論理ボリューム制御部１３は、この発行された位置付けコマンドの実行を抑止して、その処理をスキップする（ステップＢ８）。ステップＢ９において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２からホスト２００に対して論理ヘッドの位置付け完了の応答を行なう（図３０，図３１の符号［９］参照）。

その後、ホスト２００がＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対してＬＶ−Ａ′の追加書き要求を行なう（図３０，図３１の符号［１０］参照）。ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２は、追加書き要求を受領し（ステップＢ１０）、実行する（ステップＢ１１；図３０，図３１の符号［１１］参照）。
ステップＢ１２において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２はホスト２００に対してＬＶ−Ａ追加書き完了の応答を行なう（図３０，図３１の符号［１２］参照）。ステップＢ１３において、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ＬＶ管理情報２１のＬＶ−Ａ′のＬＶ情報において代替フラグに追加書きである旨のフラグを負荷する（図３０，図３１の符号［１３］参照）。

ホスト２００がＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対してＬＶ−Ａのアンマウント要求を発行すると（図３０，図３１の符号［１４］参照）、ステップＢ１４において、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２はＬＶ−Ａアンマウント要求を受領する。
ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対してＬＶ−Ａ′のアンマウント要求を発行し（図３０，図３１の符号［１５］参照）、ステップＢ１５において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２は、ＬＶ−Ａ′のアンマウントを実行する（図３０，図３１の符号［１６］参照）。

ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２はＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対してＬＶ−Ａ′のアンマウント応答を通知し（図３０，図３１の符号［１７］参照）、ステップＢ１６において、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２はホスト２００に対してＬＶ−Ａアンマウント完了応答を通知して（図３０，図３１の符号［１８］参照）、処理を終了する。
（Ｂ−２）書き換え処理
図３３及び図３４を参照しながら、図３２に示すフローチャート（ステップＣ１〜Ｃ１３）に従って、実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１におけるＬＶ−Ａ′への書き換え処理を説明する。なお、図３３は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における追加書き処理を説明するシーケンス図、図３４は図３３における各処理とその主体とを示す図である。

ＬＶ−Ａ′に対する書き換えのライト処理においては、ステップＣ１において、ホスト２００が、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対してVOL Readの要求を行なう（図３３，図３４の符号［１］参照）。
ステップＣ２においてＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２がVOL Readを実行すると（図３３，図３４の符号［２］参照）、ステップＣ３において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２からホスト２００に対してVOL Readの応答が行なわれる（図３３，図３４の符号［３］参照）。

その後、ホスト２００からＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対して論理ヘッドの巻き戻し要求が発行され、ステップＣ４において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２がこの巻き戻し要求を受領する（図３３，図３４の符号［４］参照）。ステップＣ５において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２は、論理ヘッドをＬＶ−Ａ′の始端側に巻き戻す（図３３，図３４の符号［５］参照）。その後、ステップＣ６において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２は、ホスト２００に対して論理ヘッドの巻き戻し完了の応答を通知する（図３３，図３４の符号［６］参照）。

ホスト２００がＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対してＬＶ−Ａの書き換え要求を発行すると（図３３，図３４の符号［７］参照）、ステップＣ７において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２がこの書き換え要求を受領する。
ステップＣ８において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２はＬＶ−Ａの書き換えを実行する（図３３，図３４の符号［８］参照）。ステップＣ９において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２はホスト２００に対してＬＶ−Ａの書き換え完了の応答を行なう（図３３，図３４の符号［９］参照）。ステップＣ１０において、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ＬＶ管理情報２１のＬＶ−Ａ′のＬＶ情報に代替フラグに書き換えである旨のフラグを付加する（図３３，図３４の符号［１０］参照）。

ホスト２００がＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対してＬＶ−Ａのアンマウント要求を発行すると（図３３，図３４の符号［１１］参照）、ステップＣ１１において、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２はＬＶ−Ａアンマウント要求を受領する。
ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対してＬＶ−Ａ′のアンマウント要求を発行し（図３３，図３４の符号［１２］参照）、ステップＣ１２において、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２は、ＬＶ−Ａ′のアンマウントを実行する（図３３，図３４の符号［１３］参照）。

ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２はＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対してＬＶ−Ａ′のアンマウント応答を通知し（図３３，図３４の符号［１４］参照）、ステップＣ１３において、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２はホスト２００に対してＬＶ−Ａアンマウント完了応答を通知して（図３３，図３４の符号［１５］参照）、処理を終了する。
（Ｃ）マイグレーション処理
前述の如く、本仮想ライブラリシステム１においては、代替論理ボリューム制御部（マイグレーション処理部）１３は、キャッシュディスク１６０上のＬＶにデータの更新があると、そのＬＶを実ライブラリ装置３００のカートリッジテープにマイグレーションする。

（Ｃ−１）追加書き処理のマイグレーション
図３６〜図３９を参照しながら、図３５に示すフローチャート（ステップＤ１〜Ｄ１４）に従って、実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における追加書きの場合のマイグレーション処理を説明する。なお、図３６は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における同一ＰＶへのマイグレーションでの追加書き処理を説明するシーケンス図、図３７は図３６における各処理とその主体とを示す図である。又、図３８は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における分割マイグレーションでの追加書き処理を説明するシーケンス図、図３９は図３８における各処理とその主体とを示す図である。すなわち、図３８及び図３９は代替論理ボリュームが同一のＰＶにマイグレーションされなかった場合を示す。

先ず、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２はＰＬＭ１１３に対してＬＶ−Ａ′のマイグレーション要求を行なう（図３６〜図３９の符号［１］参照）。
ステップＤ１において、ＰＬＭ１１３は、ＰＶ−ＡにＬＶ−Ａ′のデータを格納するための充分な空き容量があるか否かを確認する（図３６〜図３９の符号［２］参照）。
ＰＶ−Ａに充分な余裕がある場合には（ステップＤ１のＹＥＳルート参照）、ＰＬＭ１１３はＰＬＳ１１４にＰＶ−Ａを物理ドライブ３１０にマウントさせる要求を行なう（図３６，図３７の符号［３］参照）。ステップＤ４において、ＰＬＳ１１４は、ＰＶ−Ａを物理ドライブ３１０にマウントする（図３６，図３７の符号［４］参照）。ＰＬＳ１１４はＰＬＭ１１３に対してＰＶ−Ａのマウントを応答し（図３６，図３７の符号［５］参照）、ステップＤ５において、ＰＬＭ１１３がＰＶ−ＡにＬＶ−Ａ′のマイグレーションを実行する（図３６，図３７の符号［６］参照）。ＰＬＭ１１３は、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対して、ＬＶ−Ａ′のマイグレーション完了を応答する（図３６，図３７の符号［７］参照）。

一方、ＰＶ−Ａに充分な余裕がない場合には（ステップＤ１のＮＯルート参照）、ＰＬＭ１１３はＰＬＳ１１４にＰＶ−Ｂを物理ドライブ３１０にマウントさせる要求を行なう（図３８，図３９の符号［３］参照）。ステップＤ２において、ＰＬＳ１１４は、ＰＶ−Ｂを物理ドライブ３１０にマウントする（図３８，図３９の符号［４］参照）。ＰＬＳ１１４はＰＬＭ１１３に対してＰＶ−Ｂのマウントを応答し（図３８，図３９の符号［５］参照）、ステップＤ３において、ＰＬＭ１１３がＰＶ−ＢにＬＶ−Ａ′のマイグレーション（分割マイグレーション）を実行する（図３８，図３９の符号［６］参照）。ＰＬＭ１１３は、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対して、ＬＶ−Ａ′のマイグレーション完了を応答する（図３８，図３９の符号［７］参照）。

マイグレーションが完了すると、ステップＤ６において、ＰＬＭ１１３は、ＰＶ管理情報２２に対して、既に登録されているＬＶ−Ａの情報を加味してＬＶ−Ａ′の情報を登録する（図３８，図３９の符号［８］参照）。
なおここで、ＬＶ−Ａ′がＰＶ−Ｂにマイグレーションされた場合、すなわち分割マイグレーションが行なわれた場合には、以下のステップＤ７〜Ｄ９に示す、分割マイグレーションに関するリオガニゼーション処理を行なう。

すなわち、ステップＤ７において、物理ドライブ３１０のリソースに余裕があるか否かの確認が行なわれる（図３８，図３９の符号［９］参照）。物理ドライブ３１０のリソースに余裕がない場合には（ステップＤ７のＮＯルート参照）、ステップＤ７を繰り返し行なう。
物理ドライブ３１０のリソースに余裕がある場合には（ステップＤ７のＹＥＳルート参照）、ＰＬＭ１１３はＰＬＳ１１４にＰＶ−Ａを物理ドライブ３１０にマウントさせる要求を行なう（図３８，図３９の符号［１０］参照）。

ステップＤ８において、ＰＬＳ１１４は、ＰＶ−Ａを物理ドライブ３１０にマウントする（図３８，図３９の符号［１１］参照）。ＰＬＳ１１４はＰＬＭ１１３に対してＰＶ−Ａのマウントを応答し（図３８，図３９の符号［１２］参照）、ステップＤ９においてＬＶ−Ａ′をＰＶ−Ｂにリオガニゼーションさせる（図３８，図３９の符号［１３］参照）。ステップＤ１０においてＰＶ管理情報２２のＬＶ−Ａ′情報を更新する（図３８，図３９の符号［１４］参照）
その後、ステップＤ１１において、ＰＬＭ１１３は、ＰＶ管理情報２２上のＬＶ−Ａの情報をＬＶ−Ａ′の情報と同期をとる。又、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ＬＶ管理情報２１上のＬＶ−Ａの情報をＬＶ−Ａ′の情報と同期をとる（図３６，図３７の符号［９］及び図３８，図３９の符号［１５］参照）。

ステップＤ１２において、ＰＬＭ１１３はＰＶ管理情報２２から、又、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２はＬＶ管理情報２１およびキャッシュディスク１６０からＬＶ−Ａ′の情報を削除する（図３６，図３７［１０］及び図３８，図３９の符号［１６］参照）。
ＰＬＭ１１３はＰＬＳ１１４に対してＰＶ−ＡもしくはＰＶ−Ｂのアンマウント要求を行なう（図３６，図３７の符号［１１］及び図３８，図３９の符号［１７］参照）。すなわち、ＰＶ−Ａにマイグレーションが行なわれた場合には、ステップＤ１４において、ＰＬＳ１１４はＰＶ−Ａをアンマウントする（図３６，図３７の符号［１２］参照）。一方、ＰＶ−Ｂにマイグレーションが行なわれた場合には、ステップＤ１３において、ＰＬＳ１１４はＰＶ−Ａ及びＰＶ−Ｂをアンマウントする（図３８，図３９の符号［１８］参照）。

ＰＬＳ１１４はＰＬＭ１１３に対してアンマウント完了の応答を行ない（図３６，図３７の符号［１３］及び図３８，図３９の符号［１９］参照）、処理を終了する。
（Ｃ−２）書き換え処理の場合
図４１及び図４２を参照しながら、図４０に示すフローチャート（ステップＥ１〜Ｅ１０）に従って、実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における書き換えの場合のマイグレーション処理を説明する。なお、図４１は実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における書き換え処理にかかるマイグレーションを説明するシーケンス図、図４２は図４１における各処理とその主体とを示す図である。

先ず、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２はＰＬＭ１１３に対してＬＶ−Ａ′のマイグレーション要求を行なう（図４１，図４２の符号［１］参照）。
ステップＥ１において、ＰＬＭ１１３は、ＰＶ−ＡにＬＶ−Ａ′のデータを格納するための充分な空き容量があるか否かを確認する（図４１，図４２の符号［２］参照）。
ＰＶ−Ａに充分な余裕がある場合には（ステップＥ１のＹＥＳルート参照）、ＰＬＭ１１３はＰＬＳ１１４にＰＶ−Ａを物理ドライブ３１０にマウントさせる要求を行なう（図４１，図４２の符号［３］参照）。ステップＥ４において、ＰＬＳ１１４は、ＰＶ−Ａを物理ドライブ３１０にマウントする（図４１，図４２の符号［４］参照）。ＰＬＳ１１４はＰＬＭ１１３に対してＰＶ−Ａのマウントを応答し（図４１，図４２の符号［５］参照）、ステップＥ５において、ＰＬＭ１１３がＰＶ−ＡにＬＶ−Ａ′のマイグレーションを実行する（図４１，図４２の符号［６］参照）。ＰＬＭ１１３は、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対して、ＬＶ−Ａ′のマイグレーション完了を応答する（図４１，図４２の符号［７］参照）。

一方、ＰＶ−Ａに充分な余裕がない場合には（ステップＥ１のＮＯルート参照）、ＰＬＭ１１３はＰＬＳ１１４にＰＶ−Ｂを物理ドライブ３１０にマウントさせる要求を行なう（図４１，図４２の符号［３］参照）。ステップＥ２において、ＰＬＳ１１４は、ＰＶ−Ｂを物理ドライブ３１０にマウントする（図４１，図４２の符号［４］参照）。ＰＬＳ１１４はＰＬＭ１１３に対してＰＶ−Ｂのマウントを応答し（図４１，図４２の符号［５］参照）、ステップＥ３において、ＰＬＭ１１３がＰＶ−ＢにＬＶ−Ａ′のマイグレーションを実行する（図４１，図４２の符号［６］参照）。ＰＬＭ１１３は、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対して、ＬＶ−Ａ′のマイグレーション完了を応答する（図４１，図４２の符号［７］参照）。

マイグレーションが完了すると、ステップＥ６において、ＰＬＭ１１３は、ＰＶ管理情報２２に対してＬＶ−Ａ′の情報を登録する（図４１，図４２の符号［８］参照）。この時点で、ＰＶ−Ａ上に既に保存されていたＬＶ−Ａのデータは無効となる（図２２参照）。
ステップＥ７において、ＰＬＭ１１３は、ＰＶ管理情報２２上のＬＶ−Ａの情報（図２２参照）をＬＶ−Ａ′の情報（図２３参照）と同期をとる。又、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ＬＶ管理情報２１上のＬＶ−Ａの情報（図４参照）をＬＶ−Ａ′の情報（図１２参照）と同期をとる（図４１，図４２の符号［９］参照）。

ステップＥ８において、ＰＬＭ１１３はＰＶ管理情報２２からＬＶ−Ａ′の情報を削除し、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２はＬＶ管理情報２１およびキャッシュディスク１６０からＬＶ−Ａ′の情報を削除する（図４１，図４２の符号［１０］参照）。
ＰＬＭ１１３はＰＬＳ１１４に対してＰＶ−ＡもしくはＰＶ−Ｂのアンマウント要求を行なう（図４１，図４２の符号［１１］参照）。すなわち、ＰＶ−Ａにマイグレーションが行なわれた場合には、ステップＥ１０において、ＰＬＳ１１４はＰＶ−Ａをアンマウントする（図４１，図４２の符号［１２］参照）。一方、ＰＶ−Ｂにマイグレーションが行なわれた場合には、ステップＥ９において、ＰＬＳ１１４はＰＶ−Ｂをアンマウントする（図４１，図４２の符号［１２］参照）。

ＰＬＳ１１４はＰＬＭ１１３に対してアンマウント完了の応答を行ない（図４１，図４２の符号［１３］参照）、処理を終了する。
（３）リード処理について
参考までに、本仮想ライブラリシステム１におけるホスト２００からのリード要求について説明する。

仮想記憶装置１００がホスト２００からの処理がリードだと分かるタイミングは、リードが実行されるとき、すなわち、ホスト２００からリードコマンドを受領したときである（後述する図４３，図４４の符号［１５］参照）。
このとき、リードの対象となるＬＶデータの実体がキャッシュディスク１６０上に存在しない、すなわちスタブデータのみの場合には、仮想記憶装置１００はＬＶデータがキャッシュディスク１６０上にリコールされるまでホスト２００にリードの実行を一時的に待たせる。

ＬＶデータのリコール先は、ＬＶ′をとする。リコール完了を契機に、ホストは、リード処理を再開する。
前述の如く、バックアップ装置としての特性上、仮想ライブラリシステム１は、ライト処理が圧倒的に多く、リード処理は少ない。この傾向から、リコールして間もないＬＶに対して近い将来すぐにホスト２００からリードされる可能性は低い。又、キャッシュディスク１６０上に存在しないＬＶが存在するということは、キャッシュディスク１６０の容量が満杯であることを意味する。ホスト２００からの更なるライト要求に応えるには、なるべくキャッシュディスク１６０の空き容量を増やしておいた方が運用上都合が良い。本仮想ライブラリシステム１においては、リードが完了し次第、直前にリコールされたＬＶデータを含むＬＶ′を削除する。

また、キャッシュディスク１６０上に存在しないＬＶデータを意図的にキャッシュディスク１６０上に展開したい場合は、既成機能のプレロードを実行することが望ましい。
図４４を参照しながら、実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１における代替論理ボリュームに対するリード処理を、図４３に示すシーケンス図に従って説明する。なお、図４４は図４３における各処理とその主体とを示す図である。

ホスト２００は、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対してリード処理を起動した後（符号［１］参照）、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対してＬＶのマウント要求を行なう（符号［２］参照）。ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、リード要求がされたＬＶがキャッシュディスク１６０上にあるか否かを判定する（符号［３］参照）。
リード要求がされたＬＶがキャッシュディスク１６０上に無い場合には、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ＬＶ′を作成し、このＬＶ′をＬＶ管理情報２１に登録する（符号［４］参照）。ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対してＬＶ′のマウントを要求する（符号［５］参照）。ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２はＬＶ′のマウントを実行し（符号［６］参照）、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対してＬＶ′のマウントを完了した旨の応答を行なう（符号［７］参照）。

ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２はホスト２００に対してリード対象のＬＶのマウントが完了した旨の応答を行なう（符号［８］参照）。
ホスト２００は、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対してＶＯＬの読み込み要求を行なった後（符号［９］参照）、リードを実行し（符号［１０］参照）、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２がホスト２００に対してＶＯＬの読み込み応答を行なう（符号［１１］参照）。

ホスト２００はＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対して論理ヘッドの始端側への巻き戻し要求を行なう（符号［１２］参照）。ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２は、これに従って論理ヘッドの巻き戻しを行ない（符号［１３］参照）、ホスト２００に対して巻き戻しを行なった旨の応答を行なう（符号［１４］参照）。
そして、ホスト２００がリードを実行する（符号［１５］参照）。ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ホスト２００に対してＬＶのリード処理の実行待ちを要求する（符号［１６］参照）。すなわち、読出対象のＬＶデータがキャッシュディスク１６０上にリコールされるまで、ホスト２００にリードの実行を一時的に待たせる（抑止する）。

ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２はＰＬＭ１１３に対してリード対象のＬＶのリコール要求を行ない（符号［１７］参照）、ＰＬＭ１１３はＰＬＳ１１４に対してリード対象のＬＶが格納されたＰＶのマウント要求を行なう（符号［１８］参照）。
ＰＬＳ１１４は、ＰＶのマウントを実行し（符号［１９］参照）、ＰＬＭ１１３に対してマウントを完了した旨の応答を行なう（符号［２０］参照）。

ＰＬＭ１１３はリード対象のＬＶが格納されたＰＶのリコールを行なう（符号［２１］参照）。ＰＬＭは、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対してＬＶのリコール応答を行なう（符号［２２］参照）。ＰＬＳ１１４は、ＰＬＭ１１３に対してＰＶのマウント応答を行なう（符号［２３］参照）。
ＰＬＭ１１３は、ＬＶ−Ａのリコールを行なった後（符号［２４］参照）、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対してＬＶ−Ａのリコール応答を行なう（符号［２５］参照）。ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ホスト２００に対してＬＶのリード処理待ち解除の応答を行なう（符号［２６］参照）。リコール完了を契機にホスト２００はリードを実行（再開）し（符号［２７］参照）、ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２はホスト２００に対してＬＶのリード応答を行なう（符号［２８］参照）。

ホスト２００はＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対してＬＶのアンマウントを要求すると（符号［２９］参照）、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２がＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２に対してＬＶのアンマウント要求を行なう（符号［３０］参照）。
ＥＭＴＡＰＥ１５１及びＭＤ１５２は、ＬＶ′のアンマウントを実行し（符号［３１］参照）、ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２に対してＬＶアンマウント完了を通知する（符号［３２］参照）。ＶＬＭＦ１１１及びＶＬＭ１１２は、ホスト２００に対してＬＶアンマウント完了を通知し（符号［３３］参照）、ＬＶ′を削除する（符号［３４］参照）。

（４）効果
このように、実施形態の一例としての仮想ライブラリシステム１によれば、キャッシュディスク１６０上に存在しないＬＶに対してホスト２００からライト要求があった場合に、代替論理ボリューム作成部１２がＬＶ′を作成する。そして、代替論理ボリューム制御部１３が、ホスト２００からのライト要求をこのＬＶ′に対して行なう。これにより、要求されたＬＶが保存されているＰＶをテープドライブ（物理ドライブ）３１０にマウントする必要がなく、実ライブラリ装置３００においてロボット３１２の機械動作を含むリコール処理を省略することができる。従って、キャッシュディスク１６０上に存在しないＬＶに対してホスト２００からライト要求があった場合に、このライト要求を短時間で処理することができ、仮想記憶装置１００の書き込み性能を向上させることができる。

また、キャッシュディスク１６０上にＬＶ′のスペースを格納することができない場合に、ＬＲＵアルゴリズムに従って、参照されていない時間が長いＬＶをキャッシュディスク１６０から追い出してＬＶ′のスペースを確保する。これにより、ＬＶ′をキャッシュディスク１６０上に確実に作成することができる。
また、代替論理ボリューム作成部１２が、ＬＶのスタブを用いてＬＶ′を作成することにより、ＬＶ′を容易に作成することができ利便性が高い。

代替論理ボリューム制御部１３は、ホスト２００からＬＶ′に対するライト要求が行なわれた場合において、そのライト要求が追加書き処理である場合に、ライト要求に付属する位置付けコマンドの実行を抑止することで、ＬＶ′の先頭からデータライトを行なう。これにより、ＬＶ′に対する追加書き処理を実現することができる。
一方、代替論理ボリューム制御部１３は、ＬＶ′に対するライト要求が行なわれた場合において、そのライト要求が書き換え処理である場合には、データを即座にＬＶ′に書き込む。

このように、ＬＶ′に対して、追加書き処理及び書き換え処理のいずれのライト要求でも対応することができる。
代替論理ボリューム制御部（代替論理ボリューム削除部）１３が、ＬＶ′のデータをＰＶにマイグレーションした後に、キャッシュディスク１６０上からマイグレーションしたＰＶ′を削除する。これにより、キャッシュディスク１６０の空き容量を確保し、効率良く使用することができる。

また、数のＰＶに分割マイグレーションされたＬＶをリオガニゼーションでまとめて、１つのデータとして再マイグレーションを行なうことで、当該ＬＶのリコールに要する時間を短縮することができる。
（５）その他
そして、開示の技術は上述した実施形態に限定されるものではなく、本実施形態の趣旨を逸脱しない範囲で種々変形して実施することができる。本実施形態の各構成及び各処理は、必要に応じて取捨選択することができ、あるいは適宜組み合わせてもよい。

また、上述した開示により本実施形態を当業者によって実施・製造することが可能である。

１ 仮想ライブラリシステム
１２ 代替論理ボリューム作成部
１３ 代替論理ボリューム制御部（ライト処理部，代替論理ボリューム削除部，連結処理部）
１４ ライブラリ制御部
２０ 記憶装置（記憶部）
２１ ＬＶ管理情報
２２ ＰＶ管理情報
５０ ＬＡＮ
１００ 仮想記憶装置
１１０ ＶＬＰ，仮想ライブラリコントローラ，
１１１ ＶＬＭＦ
１１２ ＶＬＭ
１１３ ＰＬＭ
１１４ ＰＬＳ
１５０ ＩＣＰ
１５１ ＥＭＴＡＰＥ（論理ドライブ）
１５２ ＭＤ
１６０ キャッシュディスク
１７０ ＩＤＰ（書き込み手段）
１７１ ＰＤＳ
２００ ホスト（上位装置）
２０１ チャンネル（Channel）
２０２ ＶＴＣＰ
３００ 実ライブラリ装置
３０１ テープライブラリ装置
３１０ カートリッジドライブ（物理ドライブ）
３１２ ロボット
４００ ＰＬＰ

Claims (16)

1. 上位装置からのデータの書込指示の対象の論理ボリュームがキャッシュディスク上に存在しない場合に、前記キャッシュディスク上に代替論理ボリュームを作成する代替論理ボリューム作成部と、
   作成した前記代替論理ボリュームに前記データのライトを行なうライト処理部と、
   を備えることを特徴とする、仮想ライブラリコントローラ。
2. 前記代替論理ボリューム作成部が、
   前記書込指示の対象の論理ボリュームについての前記キャッシュディスク上の管理情報を複写することにより、前記代替論理ボリュームを作成することを特徴とする、請求項１記載の仮想ライブラリコントローラ。
3. 前記代替論理ボリューム作成部が、
   論理ボリュームを管理する管理情報において、前記代替論理ボリュームに対して、代替状態を表す識別情報を設定することを特徴とする、請求項１又は２記載の仮想ライブラリコントローラ。
4. 前記代替論理ボリューム作成部が、
   前記キャッシュディスク上に前記代替論理ボリュームの格納できる空き容量がない場合に、前記代替論理ボリュームを格納可能な容量に相当する論理ボリュームを前記キャッシュディスクから削除することを特徴とする、請求項１〜３のいずれか１項に記載の仮想ライブラリコントローラ。
5. 前記代替論理ボリューム作成部が、
   前記キャッシュディスク上の論理ボリュームのうち、アクセス頻度の低い前記論理ボリュームを優先して、前記キャッシュディスクから削除する論理ボリュームとして選択することを特徴とする、請求項４記載の仮想ライブラリコントローラ。
6. 前記ライト処理部が、
   前記上位装置からの書込指示が追加書き処理である場合に、前記書込指示に付属する位置付けコマンドの実行を抑止することで、代替論理ボリュームの先頭からライトを行なうことを特徴とする、請求項１〜５のいずれか１項に記載の仮想ライブラリコントローラ。
7. 前記代理論理ボリュームのデータを物理ボリュームに移動させた後に、前記キャッシュディスク上から前記代理論理ボリュームを削除する代替論理ボリューム削除部を備えることを特徴とする、請求項１〜６のいずれか１項に記載の仮想ライブラリコントローラ。
8. 相互に関連する複数の前記論理ボリュームを複数の物理ボリュームに移動させた場合に、前記複数の物理ボリュームからそれぞれ読み出した前記論理ボリュームを、前記キャッシュディスク上において連結し、連結した前記複数の論理ボリュームを同一の物理ボリュームに移動させる連結処理部を備えることを特徴とする、請求項１〜７のいずれか１項に記載の仮想ライブラリコントローラ。
9. 上位装置と実ライブラリ装置との間に介在し、論理ボリュームを仮想的なライブラリ装置としてキャッシュディスクに格納させる仮想ライブラリコントローラの制御方法であって、
   前記上位装置からのデータの書込指示の対象の論理ボリュームがキャッシュディスク上に存在しない場合に、前記キャッシュディスク上に代替論理ボリュームを作成するステップと、
   作成した前記代替論理ボリュームに前記データのライトを行なうステップと、
   を備えることを特徴とする制御方法。
10. 前記書込指示の対象の論理ボリュームについての前記キャッシュディスク上の管理情報を複写することにより、前記代替論理ボリュームを作成することを特徴とする、請求項９記載の制御方法。
11. 論理ボリュームを管理する管理情報において、前記代替論理ボリュームに対して、代替状態を表す識別情報を設定することを特徴とする、請求項９又は１０記載の制御方法。
12. 前記キャッシュディスク上に前記代替論理ボリュームの格納できる空き容量がない場合に、前記代替論理ボリュームを格納可能な容量に相当する論理ボリュームを前記キャッシュディスクから削除することを特徴とする、請求項９〜１１のいずれか１項に記載の制御方法。
13. 前記キャッシュディスク上の論理ボリュームのうち、アクセス頻度の低い前記論理ボリュームを優先して、前記キャッシュディスクから削除する論理ボリュームとして選択することを特徴とする、請求項１２記載の制御方法。
14. 前記上位装置からの書込指示が追加書き処理である場合に、前記書込指示に付属する位置付けコマンドの実行を抑止することで、代替論理ボリュームの先頭からライトを行なうことを特徴とする、請求項９〜１３のいずれか１項に記載の制御方法。
15. 前記代理論理ボリュームのデータを物理ボリュームに移動させた後に、前記キャッシュディスク上から前記代理論理ボリュームを削除することを特徴とする、請求項９〜１４のいずれか１項に記載の制御方法。
16. 相互に関連する複数の前記論理ボリュームを複数の物理ボリュームに移動させた場合に、前記複数の物理ボリュームからそれぞれ読み出した前記論理ボリュームを、前記キャッシュディスク上において連結し、連結した前記複数の論理ボリュームを同一の物理ボリュームに移動させることを特徴とする、請求項９〜１５のいずれか１項に記載の制御方法。

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