JPH09231016A - Raid記憶サブシステムにおけるデ−タのスナップショットコピ−作成方法とその装置 - Google Patents
Raid記憶サブシステムにおけるデ−タのスナップショットコピ−作成方法とその装置Info
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- JPH09231016A JPH09231016A JP8344897A JP34489796A JPH09231016A JP H09231016 A JPH09231016 A JP H09231016A JP 8344897 A JP8344897 A JP 8344897A JP 34489796 A JP34489796 A JP 34489796A JP H09231016 A JPH09231016 A JP H09231016A
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Abstract
バックアップのためのスナップショット コピ−を迅速
に作成することが出来る方法とその装置を提供するこ
と。 【解決手段】 当該方法は、下記工程からなる:RAI
D記憶サブシステム内で被複写RAID論理装置の環境
設定を行なうための工程であって、上記被複写RAID
論理装置は、演算コンポ−ネントと非演算ミラ− コン
ポ−ネントを有する被複写RAID論理装置環境設定工
程と、上記RAID記憶サブシステム内のデイスク ド
ライブの再環境設定を行なって、上記被複写RAID論
理装置に取って代わる交替ミラ− コンポ−ネントを作
る、デイスク ドライブ再環境設定工程と、そして上記
交替ミラ− コンポ−ネント上にデータを再構築して、
上記演算コンポ−ネントのデ−タのスナップショット
コピ−を作成する、交替ミラ− コンポ−ネント デー
タ再構築工程。
Description
(配列)記憶サブシステムの制御に関し、更に詳しくは
デ−タのバックアップを取る目的のスナップショット
(snapshot)コピ−を作成するデイスク アレ
イ記憶サブシステムにおける利用可能な記憶容量の利用
に関する。
ザ−がホスト コンピユ−タ システムを利用する際に
必要とする諸々の要求を満たすため、その記憶容量をま
すます増大させている。このように、大記憶容量に対す
る依存度が今日極めて大きくなっているため、当該記憶
サブシステムの信頼性を高めることがますます必要とな
ってきている。従って、大容量記憶サブシステムの信頼
性を維持し又は高めながら、一段と大きな記憶容量に対
する需要に答えるために、一般的に、記憶装置に対して
種々の環境設定や種々のジオメトリ−(geometr
ies:即ち、機器構成概念)が適用される。
の双方に対する需要を満たすために、一般的に一段と小
さな記憶モジュ−ルの一群が用いられる。当該記憶モジ
ュ−ルの各々は、上記ジオメトリ−(機器構成概念)に
従って編成され、当該編成による冗長性が自己の格納デ
ータに対して与えられる。従って、何らかのトラブルが
当該記憶モジュ−ルに生じた場合でも、このようにして
与えられた上記冗長性によって自己の格納データの一体
性を確保することが出来る。
て、多くの一般的なトラブルからの回復は、デ−タの冗
長性、又はエラ− コ−ド、或は、いわゆるホット ス
ペア(hot spares)を利用することによって
記憶サブシステム自身内で自動的に達成される。当該ホ
ット スペアとは、作動状態下で待機中の番外記憶モジ
ュ−ルすなわち予備デイスク ドライブのことであり、
活動中の故障記憶モジュ−ルの代わりに用いられる。こ
れらの冗長記憶サブシステムの一般的な呼称は、”安価
な、又は、独立した冗長配列デイスク(Redunda
nt Arrays of Inexpensive
(or Independent) Disks)”で
あり、更に一般的な呼称は、その頭文字をとったRAI
D記憶サブシステムである。1987年刊、デイビッド
A.パタ−ソンほか著、カリフオルニア大学バ−クレ
イ校発行、著書名”RAIDの場合”において、当該R
AID技術の基本概念が記述されている。
ク ストライピング(disk striping)と
呼称されることもある)機能によって、記憶サブシステ
ム内の格納デ−タは、複数のデイスク ドライブに分散
されて格納される。その結果、当該複数のデイスク ド
ライブによるデ−タの並列処理が可能となり、そのこと
によって、当該記憶サブシステムに対するI/O書込み
要求の能力が向上させられる。上記RAIDレベル−ゼ
ロ機能は当該I/O書込み要求の能力を向上させるが、
このようなデイスク アレイ(以下、デイスク配列と言
うこともある)サブシステムの信頼性は、単一の大容量
デイスク ドライブのそれに比較した場合、確実に低下
する。このデイスク配列サブシステムの信頼性を向上さ
せるために、デ−タ記憶容量領域用のその他のRAID
ジオメトリ−は、冗長情報の発生手段と格納手段とを含
むことによって、仮にデイスク配列サブシステム中のデ
イスク ドライブに故障が生じた場合でも、デイスク
アレイにおけるデイスクドライブの共通の故障モ−ドを
介して、デイスク ドライブを継続的に動作させること
ができる。
上記パタ−ソン氏の著作物において定義されている通
り、冗長情報を含む五段階の”レベル”がある。最も簡
単なアレイ(配列)は、RAIDレベル−1システムで
ある。当該RAIDレベル−1システムは、一つか又は
二つのデ−タ記憶用デイスクと、それと同数の追加ミラ
− デイスクを有する。当該追加ミラ− デイスクに
は、上記デ−タ記憶用デイスクに書込まれた情報のコピ
−が格納される。上記RAIDレベルの残りのものは、
それぞれ、RAIDレベル−2、−3、−4、−5シス
テムとして同定され、それぞれ、デ−タを幾つかのセグ
メント単位に分けて、複数のデ−タ記憶用デイスクに格
納する。一つか又は二つの追加デイスクが用いられて、
そこにエラ−チェックのためのパリテイ情報が格納され
る。本発明の方法は、レベル−ゼロ機能を含む標準的な
RAIDレベル機能の何れとの連係においても有用であ
る。一般的に、RAID記憶サブシステムは、コントロ
−ル モジュ−ルを利用する。当該コントロ−ル モジ
ュ−ルは、ユ−ザ−であるホスト コンピユ−タを保護
して、冗長アレイ(配列)の煩雑な管理操作から避難さ
せる。このようなコントロ−ル モジュ−ルの働きによ
って、RAID記憶サブシステムは、ホストコンピユ−
タに対して、あたかも、高い信頼性を備えた大記憶容量
の一つ(又は、それ以上の数)のデイスク ドライブで
あるかのように振る舞う。事実、当該コントロ−ル モ
ジュ−ル(以下、RAIDコントロ−ラとも言う)は、
ホスト コンピユ−タから供給されて来るデ−タを分散
して、複数の独立した小型デイスクに対して、冗長性情
報とエラ− チェック用情報の双方の情報と共に供給す
る。このことによって、RAID記憶サブシステムの信
頼性が向上させられる。しばしば、RAID記憶サブシ
ステムは、大容量キヤッシュ メモリ構造を提供するこ
とによって、自己の性能向上を計っている。当該キヤッ
シュ メモリは、上記コントロ−ル モジュ−ルと組合
わされる。このことによって、デイスク配列上の記憶ブ
ロックが、当該キヤッシュ メモリ内のブロックに対し
てマッピング(mapping:写像)される。当該マ
ッピングは、ホスト システムに対しても透過的であ
る。当該ホスト システムは、デ−タのブロックの読出
し、又は書込みを、単純に要求する。そうすると、当該
要求に従って、RAIDコントロ−ラが、デイスク ア
レイやキヤッシュ メモリを操作する。
サブシステムにおける問題の一つは、当該サブシステム
の活動中に、当該サブシステムのバックアップ用コピ−
を作成することである。従来のバックアップ用コピ−作
成方法においては、当該コピ−の作成に際して、バック
アップ用コピ−の一体性と整合性を保証するために、当
該サブシステムをオンライン操作から外す必要があっ
た。バックアップ用コピ−作成中に、当該サブシステム
を、連続したオンライン操作から外さないでおくと、バ
ックアップ用コピ−作成中にデ−タが改修された場合、
デ−タの整合性が失われる。従って、当該サブシステム
を、連続した記憶操作から外しておけば、当該サブシス
テムの操作の間に生じるデ−タ上の不整合性の危険を取
り去ることができる。しかしながら、一方では、バック
アップ操作の所要時間が長いため、当該サブシステムを
オンライン操作から外すことは望ましくないと言う現実
がある。
記憶サブシステムに格納されているデ−タのスナップシ
ョット(snapshot)コピ−を出来るだけ迅速に
作成することによって、記憶操作において当該RAID
記憶サブシステムを利用することが出来ない時間の長さ
を出来るだけ短縮化させるための方法とその装置に対す
る需要が存在することが分かる。
し、それによって現在の当業界の技術レベルを向上させ
る方法とその装置を提供することである。即ち、本発明
の当該方法とその装置によって、RAID記憶サブシス
テムにおいて、デ−タのスナップショット コピ−の作
成が迅速に実行される。当該デ−タのスナップショット
コピ−の作成は、ホスト コンピユ−タによって実行
されるバックアップ操作を目的とするものである。本発
明の方法において、RAIDレベル−1(mirror
ed strorage:被複写記憶)論理ユニットが
RAIDサブシステムのコントロ−ラ内に発生させられ
る。当該RAIDレベル−1論理ユニットは、第一と第
二の二つのコンポ−ネントから構成される。当該二つの
コンポ−ネントにおいては、一方のコンポ−ネントのデ
−タを、もう一方の方のコンポ−ネントにミラ−リング
(複写)することが可能である。上記第一コンポ−ネン
トは、ユ−ザ−によって環境設定された記憶装置(即
ち、環境設定された一つまたは複数のRAID論理ユニ
ット)である。一方、被複写(mirrored)RA
IDレベル−1論理ユニットの上記第二コンポ−ネント
は、実存しない記憶コンポ−ネントであり、名目的非演
算または欠落(missing)ステ−タスを有する。
を、単に”論理”ユニットまたは”論理”装置と言うこ
ともある。当該論理ユニットにおいて、一つまたは複数
の所属ホスト コンピユ−タ システムは、通常の動作
中には、自身の論理ユニット番号を直接的にアドレス指
定する必要はない。更に詳しく言うと、RAIDレベル
−1論理ユニットは、(自身の非演算または欠落(mi
ssing)ミラ− コンポ−ネントに起因して)、被
複写(mirrored)操作なしの低下モ−ドで動作
する。ユ−ザ−による記憶操作の全ては、当該ユ−ザ−
が環境設定した論理ユニットに対して直接的に実行され
るか、又は、RAIDレベル−1論理ユニットの演算コ
ンポ−ネントを介して間接的に実行される。例えば、ユ
−ザ−が実行する記憶操作は、演算RAIDレベル−5
論理ユニットに向けられる操作であるか、または当該論
理ユニットに基づく操作である。当該演算RAIDレベ
ル−5論理ユニットは、環境設定されて、RAIDレベ
ル−1論理ユニットの演算コンポーネントになる。
演算論理ユニットのスナップショット コピ−の要求が
あると、RAIDコントロ−ラは、RAIDサブシステ
ム内の予備デイスク装置(または、何らかの利用可能記
憶容量領域)を一時的に再環境設定することによって当
該要求に答え、それによって、RAIDレベル−1論理
ユニットの非演算コンポーネントまたは欠落ミラ−(m
irror)コンポーネントの機能を果たす。RAID
レベル−1論理ユニットの当該欠落ミラ− コンポーネ
ントの演算ステ−タスへの回復は、上記利用可能記憶容
量領域を再環境設定することによって一時的に機能を遂
行させることにより達成されるが、その際に、RAID
レベル−1(被複写記憶)論理ユニットの再構築操作
が、RAIDコントロ−ラによって実行される。当該再
構築操作によって、RAIDレベル−1論理ユニット
(即ち、ユ−ザ−によって環境設定された論理ユニッ
ト)の演算部分からのデ−タが、当該RAIDレベル−
1論理ユニットに格納されたミラ− コンポーネントに
コピ−される。再環境設定される当該(レベル−1)ミ
ラ− コンポーネント(以下、交替ミラ− コンポネン
トと言うこともある)に関する上記再構築操作は、標準
的なRAID制御機能によって自動的に実行される。当
該標準的なRAID制御機能は、RAIDレベル−1論
理ユニットにおいて発揮される。
は、デ−タ内容のスナップショットコピ−である。当該
デ−タ内容は、RAIDレベル−1論理ユニットの操作
中に、当該RAIDレベル−1論理ユニット内のミラ−
装置として一時的に環境設定される利用可能記憶容量領
域に、格納される。一度、上記再構築操作が完了する
と、RAIDレベル−1論理ユニットは、再度、再環境
設定されて、非演算ミラ− コンポ−ネントを有する一
つのステ−タスを示す。上記利用可能記憶容量領域に格
納されたスナップショット デ−タは、次いで、ホスト
コンピユ−タシステム(即ち、バックアップ操作を実
行する際に更なる処理を加えるために速写操作を要求し
たところのホスト コンピユ−タ システム)に戻され
る。
AID記憶サブシステムにおいてデ−タのスナップショ
ット コピ−操作を迅速に実行するための方法とその装
置を提供することである。
ステムに格納されたデ−タのコピ−を迅速に取るための
方法とその装置を提供することである。
ブシステムに格納されたデ−タのコピ−を、当該RAI
D記憶サブシステムの利用可能記憶容量領域に、迅速に
取るための方法とその装置と提供することである。
ベル−1論理装置を形成するための方法とその装置を提
供することである。但し、当該RAIDレベル−1論理
装置は、環境設定される記憶装置からなる演算コンポ−
ネントと、RAID記憶サブシステム内の非演算ミラ−
コンポ−ネントとから構成される。当該RAID記憶
サブシステムは、利用可能記憶容量領域を用いて、RA
IDレベル−1論理装置の非演算ミラ− コンポ−ネン
トを交替させることによって、完全な動作状態に回復さ
せられ、それによって、RAIDレベル−1論理装置の
演算コンポ−ネントからのデ−タを迅速にコピ−する。
様、特徴および長所などは、下記の説明および添付図面
から明らかになるはずである。
するために、本発明の第一態様に従って、下記の工程か
らなる、RAID記憶サブシステムにおけるデ−タのス
ナップショット コピ−を作成するデ−タ スナップシ
ョット コピ−作成方法が提供される:上記RAID記
憶サブシステム内で被複写(mirrored)RAI
D論理装置の環境設定を行なう被複写RAID論理装置
環境設定工程であって、上記被複写RAID論理装置は
演算コンポ−ネントと非演算ミラ− コンポ−ネントを
有する、上記被複写RAID論理装置環境設定工程と、
上記RAID記憶サブシステム内のデイスク ドライブ
の再環境設定を行なって、上記非演算ミラ− コンポ−
ネントに取って代わる交替ミラ− コンポ−ネントを作
る、デイスク ドライブ再環境設定工程と、そして上記
交替ミラ− コンポ−ネント上にデ−タを再構築して、
上記演算コンポ−ネントのデ−タのスナップショット
コピ−を作成する、交替ミラ− コンポ−ネント デ−
タ再構築工程。
第二態様に従って、下記の構成要素からなる、RAID
記憶サブシステムに格納されたデ−タのスナップショッ
トコピ−を作成するRAIDコントロ−ラが提供され
る:上記RAID記憶サブシステム内で被複写RAID
論理装置の環境設定を行なう被複写RAID論理装置環
境設定手段であって、上記被複写RAID論理装置は演
算コンポ−ネントと非演算ミラ− コンポ−ネントを有
する、上記被複写RAID論理装置環境設定手段と、上
記RAID記憶サブシステム内のデイスク ドライブの
再環境設定を行なって、上記非演算ミラ− コンポ−ネ
ントに取って代わる交替ミラ− コンポ−ネントを作
る、デイスク ドライブ再環境設定手段と、そして上記
交替ミラ− コンポ−ネント上にデ−タを再構築して、
上記演算コンポ−ネントのデ−タの速写コピ−を作成す
る、交替ミラ− コンポ−ネント デ−タ再構築手段。
明の実施例を詳細に説明する。
作りやすいので、本発明の特定の実施例を一例にとっ
て、それをここで図面を参照しながら詳細に説明する。
しかしながら、ここで一つ了解すべきことがある。それ
は、本発明を、ここに開示した特定の実施例の形態のみ
に限定する意図は全くないと言うことである。即ち、本
発明は、本願明細書の特許請求の範囲の欄に記載されて
いる通りの、本発明の精神および技術的範囲内に入る修
正例や、等価物や、代替例の全てを、自己に所属するも
のと見なす。
は、本発明の方法と構成に従って機器構成されたもので
ある。図1に示される通り、RAIDコントロ−ラ10
2は、バス(母線)116およびインタ−フエ−ス11
8を介して、一つ又は複数のホスト コンピユ−タ シ
ステム114に接続される。当業者にとって既知である
ように、バス116は、フアイバ− チャンネルや、S
CSIや、イ−サネットなどの幾つかの標準インタ−フ
エ−スに従うことができる。インタ−フエ−ス118
は、標準バス116を介して、RAIDコントロ−ラ1
02と一つ又は複数の所属ホスト コンピユ−タ シス
テム114との間の通信を可能にする。ホスト コンピ
ユ−タ システム114に対するSCSI又はロ−カル
エレアネットワ−ク(即ち、LAN)接続機構は、全
てのRAID記憶サブシステムに共用される。
フエ−ス バス120を介して、デイスク ドライブ1
22に接続される。RAIDレベル−1装置104や、
ユ−ザ−のRAIDアレイ110や、利用可能記憶容量
領域112等の各々は、RAIDサブシステム100に
格納される情報を格納したり、当該情報の冗長制御を行
なうために用いられるデイスク ドライブ(122)ア
レイの局域グル−プである。一方、インタ−フエ−ス
バス120は、複数のデイスク ドライブを接続するた
めの既知のインタ−フエ−ス バス、例えば、SCSI
や、IDEや、EIDEや、IPIや、フアイバ− チ
ャンネルなどのうちの何れのインタ−フエ−ス バスで
あっても良い。
IDサブシステム100のユ−ザ−によって環境設定さ
れ、当該RAIDサブシステム100に格納された情報
に対してエラ−/冗長制御を実行する。例えば、RAI
Dアレイ110は、RAIDレベル−5装置として環境
設定されることによって、RAIDサブシステム100
全体の情報処理量を増やしながら、エラ− チェック情
報のために必要とされる余剰記憶容量の大きさを最小に
することができる。ユ−ザ−は、一つ又は複数のホスト
コンピユ−タ システム114を介して、デ−タの格
納と取出しの双方の要求を、RAIDアレイ110とし
て働くように環境設定された論理ユニット番号に対して
行なう。図1に示されるように、本発明の当該実施例の
場合、ユ−ザ−のRAIDアレイ110の数は一つであ
る。当業者であれば、容易に認識することが出来るよう
に、デイスク ドライブの幾つかのグル−プを、RAI
Dサブシステム100内で、それぞれ相違した目的と応
用に向けて定義することができる。本発明の方法と構造
は、ユ−ザ−によって環境設定されるデイスク アレイ
グル−プの数に拘らず、更には、環境設定された各々
のアレイ グル−プに対して定義されたRAIDレベル
動作にも無関係に、応用可能である。更に、当業者であ
れば認識することができるように、RAIDレベル−1
論理装置の演算コンポネントを、配列(arraye
d)記憶装置からだけでなく、非配列(non−arr
ayed)記憶装置からも構成することができる。
2は、デイスク アレイ グル−プ(110のような)
内で動作するようにユ−ザ−によって環境設定されてい
ないデイスク ドライブ122のグル−プとして(又
は、RAIDサブシステムにおいて、そうでなければ割
付けられていたはずのデイスク ドライブ上の未使用記
憶空間として)示される。例えば、利用可能記憶容量領
域112を、ユ−ザ−のRAID アレイ110内の故
障デイスク ドライブの代わりとなる利用可能な予備デ
イスク ドライブとして環境設定することができる。図
1に示されるようなRAID記憶サブシステムの正常動
作状態において、利用可能記憶容量領域112は、使用
されておらず、ユ−ザ−RAID アレイ110内の故
障デイスクドライブの代わりとなって使用される準備を
整えて待機している。利用可能記憶容量領域112(例
えば、予備デイスク ドライブ)の上記のような使用法
は、当業者には既知である。
res)”は、記憶サブシステム内の利用可能記憶容量
領域の全てを表わすものとして用いられる。特に、”予
備”は、予備デイスク ドライブを意味する。当該予備
デイスク ドライブは、一般的に、RAID記憶サブシ
ステムに追加されて、当該RAID記憶サブシステム内
の故障デイスク ドライブの代わりとなって使用される
まで、準備を整えて待機する。このような予備デイスク
ドライブには、ホット スペア(hot spare
s)とコ−ルド スペア(cold spares)と
がある。ホットスペアとは、デイスクを使用状態に切替
える制御手段によって直ちに使用することができる状態
で待機している予備デイスク ドライブのことである。
一方、コ−ルド スペアとは、故障した動作中のドライ
ブに代わって用いられる際に人手による操作を必要とす
る待機中の予備デイスク ドライブのことである。更
に、当該用語”予備”は、記憶サブシステム内の未使用
の余剰記憶容量領域を意味する。当該未使用の余剰記憶
容量領域には、記憶サブシステム内にデ−タを格納する
ように環境設定されたデイスク ドライブ上の未使用記
憶容量領域も含まれる。本発明の方法は、RAIDサブ
システム内の利用可能な余剰記憶容量領域の物理的なロ
ケ−ション(場所)にかかわりなく、適用可能である。
つのコンポ−ネントから構成される。当該コンポ−ネン
トの一方は、演算コンポ−ネント106であり、そし
て、もう一方は、名目上欠落した又は不存在のミラ−
コンポ−ネント108である(当該ミラ− コンポ−ネ
ント108を、非演算ミラ− コンポ−ネント108と
言うこともある)。当業者にとって既知であるように、
RAIDレベル−1論理装置は、演算コンポ−ネント1
06上で実行される記憶操作の各々を、ミラ−コンポ−
ネント(例えば、図1の非演算ミラ− コンポ−ネント
108)に複写する(mirror)ように作動する。
ちなみに、所属ホスト コンピユ−タシステム114の
ユ−ザ−は通常、RAIDレベル−1論理装置104に
対してI/O要求を出さない。この点で、RAIDレベ
ル−1論理装置104は論理的である。更に詳しく言う
と、ユ−ザ−は、RAIDレベル−1論理装置104に
おいて、ユ−ザ−によって環境設定されるRAIDアレ
イ110を表わす演算コンポ−ネント106の論理ユニ
ット番号に対して(所属ホスト コンピユ−タシステム
114を介し)I/O要求を出す。
ロ−ラ102は、環境設定された特定のRAIDアレイ
110のスナップショット コピ−を求めるユ−ザ−の
要求に応じて、利用可能記憶容量領域112を利用する
ことができるようにRAIDレベル−1論理装置104
を一時的に環境設定する。特に、RAIDコントロ−ラ
102は、所属ホスト コンピユ−タ システム114
のユ−ザ−からのスナップショット コピ−要求を、イ
ンタ−フエ−ス118とバス116を介して受信する。
応答において、RAIDコントロ−ラ102は、RAI
Dレベル−1論理装置104を再環境設定し、それによ
って、図1の欠落(非演算)ミラ− コンポ−ネント1
08は、交替ミラ− コンポ−ネント124として作動
する一時デイスクによって交替させられる。利用可能記
憶容量領域112は、ユ−ザ−からのスナップショット
コピ−要求を満たす目的で、一時的に用いられる。
算ミラ− コンポ−ネント108の交替が暗に意味して
いることは、交替ミラ− コンポ−ネント124の再構
築である。RAIDコントロ−ラ102は、再構築操作
を開始して、演算コンポ−ネント106(当該コンポ−
ネント106は、ユ−ザ−によって環境設定されるRA
ID アレイ110によって物理的に表わされる)上に
格納されたデ−タを、一時交替ミラ− コンポ−ネント
124(当該コンポ−ネント124は、再環境設定され
た利用可能記憶容量領域112によって物理的に表わさ
れる)上にコピ−する。RAIDコントロ−ラ102に
よる再構築操作が完了すると、ユ−ザ−のRAIDアレ
イ110上のデ−タの完全なコピ−(即ち、スナップシ
ョットコピ−)が、今や、利用可能記憶容量領域112
に存在することになる。利用可能記憶容量領域112が
一時交替ミラ− コンポ−ネント124として一時的に
利用された後、RAIDレベル−1論理装置104のス
テ−タスは、図1に示されるそれ(即ち、欠落または非
演算ミラ− コンポ−ネント108のそれ)に復活させ
られる。利用可能記憶容量領域112にコピ−されたス
ナップショットコピ−は、次いで、所属ホスト コンピ
ユ−タ システム114に戻されて、例えば、バックア
ップを目的とするスナップショット デ−タのア−カイ
ブ(archive)に関して更なる処理を受ける。
は、利用可能記憶容量領域112を、非RAID(no
n−RAID)装置(例えば、個々のデイスク ドライ
ブ)として利用したり、或は、標準RAID環境設定レ
ベルの何れにおいても利用することができる。非RAI
Dモ−ド、またはRAIDレベル−ゼロでの使用が望ま
しいのは、RAIDレベル−1乃至5に関して要求され
るオ−バヘッド(overhead)冗長記憶容量領域
を省けるからである。充分な記憶空間が利用可能記憶容
量領域112内に確保されることによってスナップショ
ットが可能にされるならば、その他のRAIDレベルを
環境設定して、冗長性の追加的な保証をする一時交替ミ
ラ− コンポ−ネント124として働かせることができ
る。その際、エラ− チェック情報は、スナップショッ
ト デ−タと共に記録される。一時交替ミラ− コンポ
−ネント124の非RAIDまたは RAIDレベル−
ゼロ操作が望ましい理由は、当該操作の場合、オ−バヘ
ッド(overhead)冗長記憶容量領域の大きさを
小さくすることが出来るからである(即ち、エラ−チェ
ックまたは冗長情報が記録されないので)。一時交替ミ
ラ− コンポ−ネント124(当該コンポ−ネント12
4は、デイスク ドライブ122によって物理的に表わ
される)に必要な総記憶容量の大きさは、スナップショ
ット コピ−の要求を受けるユ−ザ−のRAIDアレイ
110の実際のデータ記憶容量と同じ大きさ(即ち、冗
長性情報またはエラ− チェック情報を除いた総記憶容
量の大きさ)であれば、それで充分である。当業者であ
れば更に認識できる通り、交替ミラ− コンポ−ネント
124上に再構築された被複写(mirrored)デ
−タは、幾つかある既知のデ−タ圧縮技術の何れかによ
って圧縮され、それによって、交替ミラ− コンポ−ネ
ント124を環境設定する上で必要とされる当該被複写
デ−タの所要記憶容量の大きさが更に縮小させられる。
量領域の規模が、交替ミラ− コンポ−ネント124を
環境設定する上で充分に大きくない場合、エラ−応答
が、当該スナップショット コピ−を要求したホスト
コンピユ−タ システムに返される。当業者ならば認め
る通り、このようなエラ−発生状態に対応するためのそ
の他の標準的なエラ−回復および報告方法が存在する。
例えば、充分に大きな利用可能記憶容量領域がRAID
サブシステム内に再び確保される迄、スナップショット
要求を延ばすことも出来る。
100に格納されたデ−タのスナップショット コピ−
を迅速に取るための本発明の方法の操作を説明するフロ
−チャ−トである。図3に示される本発明の方法は、所
属ホスト コンピユ−タ システム114から出された
スナップショット コピ−要求に答えて、図1のRAI
Dコントロ−ラ102内で実施される。エレメント30
0が一番最初に作動して、それによって、RAIDレベ
ル−1論理装置104内で交替ミラ− コンポ−ネント
124(図2参照)として働くように、利用可能記憶容
量領域112の充分な数のデイスク ドライブ122が
環境設定される。要求されるデイスクドライブ122の
数を決定するのは、当該スナップショット コピ−要求
を受けた論理ユニット番号のデ−タ記憶容量の大きさで
ある。当該デ−タ記憶容量の大きさとは、選択されたR
AIDアレイのデ−タ記憶容量の大きさ(即ち総デ−タ
記憶容量の大きさ)から、全ての発生させられる冗長性
情報およびエラ− チェック情報を取り去った残量の大
きさである。デイスク ドライブは、RAIDコントロ
−ラ102内で、望ましくはRAIDレベル−ゼロ論理
装置として環境設定され、それによって、演算コンポ−
ネント106(当該コンポ−ネント106は、ユ−ザ−
が環境設定したRAIDアレイ110によって物理的に
表わされる)の完全な速写コピ−を格納するために必要
なデイスク ドライブの所要数が最小限の数にされる。
トロ−ラ102内で作動して、デ−タを交替ミラ− コ
ンポ−ネント124(当該コンポ−ネント124は、利
用可能記憶容量領域112の再環境設定されるデイスク
ドライブ122によって物理的に表わされる)上に再
構築する。RAIDレベル−1制御方法の技術分野の当
業者にとって、当該再構築操作は既知である。RAID
レベル−1論理装置104の演算コンポ−ネント106
上に格納されたデータは、交替ミラ− コンポ−ネント
124上にコピ−され、それによって、双方のミラ−
コンポ−ネント(106と108/124)が同期させ
られる。物理的には、当該再構築操作は、デ−タ(全て
の冗長性情報およびエラ− チェック情報を除く)を、
ユ−ザ−が再環境設定したRAIDアレイ110から、
利用可能記憶容量領域112にコピ−することによって
実行される。その際、当該利用可能記憶容量領域112
は、一時的に環境設定されて一時交替ミラ− コンポ−
ネント124として働く。上記の通り、一時交替ミラ−
コンポ−ネント124として用いられるデイスクドラ
イブが必要とする記憶容量の大きさは、演算コンポ−ネ
ント106(当該コンポ−ネント106は、ユ−ザ−が
環境設定するRAIDアレイ110によって物理的に表
わされる)のデ−タ記憶容量を格納できるだけの大きさ
であれば、それで充分である。ユ−ザ−が環境設定する
当該RAIDアレイ110は、既知のRAID制御レベ
ル−ゼロ乃至−5の内の何れか一つを用いることによっ
て実現される。このような種々のRAIDレベルの各々
は、互いに相違したレベルを、冗長性情報およびそれに
関連するエラ− チェック情報に関して有する。エラ−
チェック情報とそれに関連する冗長性情報は、演算コ
ンポ−ネント106と一時交替ミラ− コンポ−ネント
124との間でコピ−されることはない。本発明の当該
実施例において、一時交替ミラ− コンポ−ネント12
4は、利用可能記憶容量領域112によって物理的に表
わされる。当該利用可能記憶容量領域112は、RAI
Dレベル−ゼロ基準に従って、RAIDコントロ−ラ1
02の制御の下で動作するように環境設定される。この
ことは、冗長性情報およびエラ−チェック情報のための
所要オ−バ−ヘッド記憶容量の大きさを最小に(または
ゼロに)する上で役立つ。一時交替ミラ− コンポ−ネ
ント124と一緒にエラ− チェック情報を使用して、
スナップショット コピ−の信頼性の向上を計ることは
望ましい。このような状況の下で、一時交替ミラ− コ
ンポ−ネント124が環境設定され、それによって、利
用可能記憶容量領域112がRAIDレベル−ゼロ乃至
−5基準の何れか一つの基準に従って用いられる。
すると、次いで、エレメント304が作動して、RAI
Dレベル−1交替ミラ− コンポ−ネント124を再環
境設定することによって、当該コンポ−ネント124に
以前の自己のステ−タス(即ち、図1に示される通り
の、非演算ミラ− コンポ−ネント108および利用可
能記憶容量領域112を有するステ−タス)を回復させ
る。最後に、エレメント304が作動して、ユ−ザ−が
環境設定したRAIDアレイ110のスナップショット
コピ−を、要求のあったホスト コンピユ−タ シス
テム 114に戻す。このようにして発生させられてホ
スト コンピユ−タ システム 114に戻されたスナ
ップショット コピ−は、次いで、ア−カイブの(ar
chival)バックアップを取る目的で、又はその他
の目的で、所属ホスト コンピユ−タ システムによっ
て使用される。スナップショット コピ−が、要求のあ
った所属ホスト コンピユ−タ システム 114に戻
された後、利用可能記憶容量領域112は再び、デイス
ク ドライブとして使用され、ユ−ザ−が環境設定した
RAIDアレイ110内の故障デイスク ドライブの代
わりに働く。当業者ならば容易に認識できる通り、優先
順位が、RAIDコントロ−ラ102内で確立され実現
され、それによって、デイスク ドライブ122(当該
ドライブ122は、未だホスト コンピユ−タに戻され
ていないスナップショット コピ−を有する)の望まし
い使用方法や、ユ−ザ−の環境設定したRAIDアレイ
110内の故障デイスク ドライブの代わりに働くため
のデイスク ドライブ122に対する必要度などが決定
される。
おいてスナップショット コピ−を迅速に作成するため
の本発明の方法とその装置の場合、ユ−ザ−の環境設定
したRAID論理ユニットに加えて、RAIDレベル−
1論理装置のRAIDコントロ−ラ内の定義を行なっ
て、当該RAIDレベル−1論理装置が演算部分すなわ
ちコンポ−ネントと、非演算ミラ− コンポ−ネントと
を有し、そして当該演算コンポ−ネントが、ユ−ザ−の
定義する論理ユニットを有することを定義している。ユ
−ザ−は、自身が定義した論理ユニットに対して直接的
にアクセスすることによって、RAIDサブシステム上
の格納デ−タにアクセスする。ユ−ザ−が、スナップシ
ョット コピ−要求を、上記ユ−ザ−の定義する論理ユ
ニットに対して行なうと、RAIDコントロ−ラは、R
AIDサブシステム内の利用可能記憶容量領域(即ち、
予備デイスク ドライブ)を一時的に環境設定して、R
AIDレベル−1論理装置の非演算ミラ− コンポ−ネ
ントの機能を遂行させることによって当該要求に答え
る。非演算ミラ− コンポ−ネントの回復動作によっ
て、RAIDコントロ−ラは、回復した当該非演算ミラ
− コンポ−ネントの内容を再構築する。当該再構築
は、ユ−ザ−の環境設定した装置の内容を、一時交替ミ
ラ− コンポ−ネントにコピ−することによって行なわ
れる。当該再構築が完了すると、続いて、RAIDレベ
ル−1論理装置が回復して、非演算ミラ− コンポ−ネ
ントを有するステ−タスになる。一時的な環境設定を受
けた利用可能記憶容量領域にコピ−されたデ−タは、次
いで、スナップショット コピ−を要求したユ−ザ−に
戻されて、バックアップ用デ−タとして更なる処理を受
ける。
について詳細に説明したが、当該実施例はあくまでも例
示的なものであり、従って、本発明を当該実施例のみに
限定する意図は全くない。本発明の当該実施例の変形例
や改変例は、全て本発明の精神に属するので、特許によ
って保護されることを望む。
は、RAID記憶サブシステムに格納されているデ−タ
のスナップショット コピ−を極めて迅速に作成するこ
とができるので、記憶操作時において、当該RAID記
憶サブシステムを、オンラインから外しておく時間長さ
を最小にすることができる。
表的なRAID記憶サブシステムのブロック線図であ
る。
コピ−操作を実施するために、再環境設定される図1
のRAID記憶サブシステムのブロック線図である。
コピ−操作を実行するために、RAIDコントロ−ラ
内で実施される本発明の方法のフロ−チャ−トである。
Claims (20)
- 【請求項1】 下記の工程からなる、RAID記憶サブ
システムにおけるデ−タのスナップショット コピ−を
作成するスナップショット コピ−作成方法:該RAI
D記憶サブシステム内で被複写(mirrored)R
AID論理装置の環境設定を行なう被複写RAID論理
装置環境設定工程であって、該被複写RAID論理装置
は演算コンポ−ネントと非演算ミラ− コンポ−ネント
を有する、該被複写RAID論理装置環境設定工程と、 該RAID記憶サブシステム内のデイスク ドライブの
再環境設定を行なって、該非演算ミラ− コンポ−ネン
トに取って代わる交替ミラ− コンポ−ネントを作る、
デイスク ドライブ再環境設定工程と、そして該交替ミ
ラ− コンポ−ネント上にデ−タを再構築して、該演算
コンポ−ネントのデ−タのスナップショット コピ−を
作成する、交替ミラ− コンポ−ネント デ−タ再構築
工程。 - 【請求項2】 該交替ミラ− コンポ−ネント デ−タ
再構築工程に応答して、該被複写RAID論理装置のス
テ−タスを、非演算ミラ− コンポ−ネントを有するス
テ−タスに復元する非演算ミラ− コンポ−ネント ス
テ−タス復元工程を、更に含む請求項1記載のスナップ
ショット コピ−作成方法。 - 【請求項3】 該交替ミラ− コンポ−ネント上に再構
築されたデ−タを、所属ホスト コンピユ−タ システ
ムに戻して更に処理するためのデ−タ戻し工程を、更に
含む請求項1記載のスナップショット コピ−作成方
法。 - 【請求項4】 該演算コンポ−ネントは、RAID装置
である、請求項1記載のスナップショット コピ−作成
方法。 - 【請求項5】 非演算ミラ− コンポ−ネントは、RA
ID装置である、請求項1記載のスナップショット コ
ピ−作成方法。 - 【請求項6】 該交替ミラ− コンポ−ネント デ−タ
再構築工程を実行することによって、該交替ミラ− コ
ンポ−ネント内のデ−タを圧縮するデ−タ圧縮工程を、
更に含む請求項1記載のスナップショット コピ−作成
方法。 - 【請求項7】 該交替ミラ− コンポ−ネントは、RA
ID装置である、請求項1記載のスナップショット コ
ピ−作成方法。 - 【請求項8】 該交替ミラ− コンポ−ネント デ−タ
再構築工程を実行することによって、該交替ミラ− コ
ンポ−ネント内のデ−タを圧縮するデ−タ圧縮工程を、
更に含む請求項7記載のスナップショット コピ−作成
方法。 - 【請求項9】 該交替ミラ− コンポ−ネントは、RA
IDレベル−ゼロ装置である、請求項7記載のスナップ
ショット コピ−作成方法。 - 【請求項10】 該交替ミラ− コンポ−ネント デ−
タ再構築工程を実行することによって、該交替ミラ−
コンポ−ネント内のデ−タを圧縮するデ−タ圧縮工程
を、更に含む請求項9記載のスナップショット コピ−
作成方法。 - 【請求項11】 下記の構成要素からなる、RAID記
憶サブシステムに格納されたデ−タのスナップショット
コピ−を作成するRAIDコントロ−ラ:該RAID
記憶サブシステム内で被複写RAID論理装置の環境設
定を行なう被複写RAID論理装置環境設定手段であっ
て、該被複写RAID論理装置は演算コンポ−ネントと
非演算ミラ− コンポ−ネントを有する、該被複写RA
ID論理装置環境設定手段と、 該RAID記憶サブシステム内のデイスク ドライブの
再環境設定を行なって、該非演算ミラ− コンポ−ネン
トに取って代わる交替ミラ− コンポ−ネントを作る、
デイスク ドライブ再環境設定手段と、そして該交替ミ
ラ− コンポ−ネント上にデ−タを再構築して、該演算
コンポ−ネントのデ−タのスナップショット コピ−を
作成する、交替ミラ− コンポ−ネント デ−タ再構築
手段。 - 【請求項12】 該交替ミラ− コンポ−ネント デ−
タ再構築工程に応答して、該被複写RAID論理装置の
ステ−タスを、非演算ミラ− コンポ−ネントを有する
ステ−タスに回復させる非演算ミラ− コンポ−ネント
ステ−タス回復手段を、更に含む請求項11記載のR
AIDコントロ−ラ。 - 【請求項13】 該交替ミラ− コンポ−ネント上に再
構築されたデ−タを、所属ホスト コンピユ−タ シス
テムに戻して更に処理するためのデ−タ戻し手段を、更
に含む請求項11記載のRAIDコントロ−ラ。 - 【請求項14】 該演算コンポ−ネントは、RAID装
置である、請求項11記載のRAIDコントロ−ラ。 - 【請求項15】 非演算ミラ− コンポ−ネントは、R
AID装置である、請求項11記載のRAIDコントロ
−ラ。 - 【請求項16】 該交替ミラ− コンポ−ネント デ−
タ再構築工程を実行することによって、該交替ミラ−
コンポ−ネント内のデ−タを圧縮するデ−タ圧縮手段
を、更に含む請求項11記載のRAIDコントロ−ラ。 - 【請求項17】 該交替ミラ− コンポ−ネントは、R
AID装置である、請求項11記載のRAIDコントロ
−ラ。 - 【請求項18】 該交替ミラ− コンポ−ネント デ−
タ再構築工程を実行することによって、該交替ミラ−
コンポ−ネント内のデ−タを圧縮するデ−タ圧縮手段
を、更に含む請求項17記載のRAIDコントロ−ラ。 - 【請求項19】 該交替ミラ− コンポ−ネントは、R
AIDレベル−ゼロ装置である、請求項17記載のRA
IDコントロ−ラ。 - 【請求項20】 該交替ミラ− コンポ−ネント デ−
タ再構築工程を実行することによって、該交替ミラ−
コンポ−ネント内のデ−タを圧縮するデ−タ圧縮手段
を、更に含む請求項19記載のRAIDコントロ−ラ。
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