存储网络系统的制作方法

专利名称：存储网络系统的制作方法
技术领域：
本发明涉及一种具有与多个^t盘设备相连接的多个控制设备的存储控制 单元，以及一种传送其复制逻辑巻的方法。
背景技术：
作为关于存储控制单元的逻辑巻的虛拟化技术，在该存储控制单元内部， 存在一种管理外部存储控制单元的逻辑单元(LU)的技术，所述外部存储控 制单元是与存储控制单元不同的帧。例如，见日本专利申请已公开(Kokai) 号H7-210439、 2001-318833以及2003-008821。同样存在用于在存储控制单元 内部创建逻辑巻的复制的技术。
近年来，在存储器工业中， 一种称为"存储网格，，的概念日益变得著名起来， 利用这种概念多种分布式计算资源作为单个整体而投入使用。作为它的一种形 式，可以考虑这样一种配置，其中多个存储控制单元被设置在一起并被认为是 单个系统。目前，伴随着存储控制单元数目的增加或减少或者为了在两个和多 个存储器之间进行负载分配的目的，在一存储控制单元中的复制逻辑巻(包括 相关的巻，如相同属性的巻等)中的数据不能利用所保持的与其它存储控制单 元的相关性来传送。此外，在上述存储控制单元与外部存储控制单元相连接的 情况下，不能象对于其是外部存储控制单元中的实体的复制逻辑巻那样来执行 在两个和多个存储控制单元之间的逻辑巻传送处理。
本发明考虑到上述问题，目的在于在包括多个存储控制单元的存储系统中 提供一种用于在两个和多个存储控制单元之间传送复制逻辑巻(包括那些利用其而使逻辑巻实体存在于外部存储器单元中的复制逻辑巻)的装置。

发明内容
为了实现上述目的，本发明提供一种逻辑巻传送方法，由此，在一个系统
中，所述系统包括存储系统，其具有由多个存储控制部件逻辑地管理的逻辑
巻，所述逻辑巻作为相应的存储控制部件中或者作为连接到存储控制部件的外
部存储控制部件中的实体；以及虛拟化设备，标识该多个存储控制部件作为单 个的存储控制部件，所述逻辑巻在两个或多个存储控制部件之间被传送，其中 在多个存储控制单元之间传送所述逻辑巻的过程中，所述逻辑巻中的一个逻辑 巻与所述逻辑巻中的其他逻辑巻形成一个对或者一个组，该组包括两个对或更 多对。
根据本发明的逻辑巻传送方法的特征在于包括在所述逻辑巻包含复制逻 辑巻的情况下，复制逻辑巻的实体存在于外部存储控制单元中，并且要从利用 来设置了到虚拟化设备的一条路径的第 一存储控制单元向没有利用来设置该 路径的第二存储控制单元传送该复制逻辑巻的主逻辑巻和次逻辑巻时，所述步 骤如下虚拟化设备设置一条到第二存储控制单元的路径；第二存储控制单元 准备表明主逻辑巻与次逻辑巻之间的数据差异的差异位图，以便接收访问请 求；当该差异位图的准备完成时，虛拟化设备进行设置以便不是向第一存储控 制单元而是向第二存储控制单元做出对所述逻辑巻的访问请求；第二存储控制 单元向第一存储控制单元移交从虛拟化设备接收的该访问请求；第一存储控 制单元处理从第二存储控制单元中接收的访问请求以便在磁盘设备中反映该 访问请求；第一存储控制单元执行一个紧急降级，用于将所述逻辑巻的高速緩 冲存储器中的数据存储在磁盘设备中；以及当结束紧急降级时，第二存储控制 单元与外部存储控制单元相连接并且向外部存储控制部件而不是向第一存储 控制单元移交从虚拟化设备中接收的访问请求。
值得注意的是权利要求中的"虛拟化设备"对应于在优选实施例的描述中 所讨论的"主机51中的虚拟化程序或虚拟化设备52"。本发明还包括除此处 所描述的那些之外的逻辑巻传送方法和存储网络系统。
本发明具备在包括多个存储控制单元的存储系统中允许在两个和多个存 储控制单元之间传送复制逻辑巻的效果。该复制逻辑巻包括那些利用其而使逻辑巻实体存在于外部存^f诸器单元中的复制逻辑巻。


图1是示出本发明实施例的存储系统的一般配置的示意图。
图2A和2B是示出服务处理器的示例配置的示意图。 图3是示出交换路径软件的配置的示意图； 图4是示出存储控制单元的内存配置的示意图； 图5是示出相同设备对应表的例子的示意图6A是示出用于在相同的存储控制单元中创建复制的示例巻对信息管理 表的示意图6B是示出用于横跨不同的存储控制单元创建复制的示例巻对信息管理 表的示意图7是示出巻信息表的例子的示意图8A是示出在一个例子中的不同位图的示意图，其中准备了一个差异位
图8B是示出在一个例子中的不同位图的示意图，其中为单个对准备了相 同尺寸的两个位图9A是示出在单-位图配置中，横跨多个存储控制单元的差异位图配置的 示意图9B是示出在双-位图配置中，横跨多个存储控制单元的差异位图配置的 示意图10是举例说明在两个存储控制单元之间传送一对逻辑巻之前的处理的 流程图11是举例说明用于在两个存储控制单元之间开始传送一对逻辑巻的处 理的流程图12是举例说明在添加存储控制单元的情况下的预传送处理的流程图； 图13是举例说明在删除存储控制单元的情况下的预传送处理的流程图； 图14是举例说明在为负载分配的目的而执行跨越多个存储控制单元的逻 辑巻传送的情况下的预传送处理的流程图15是示出注意到要传送的对的逻辑巻的配置和1/0路径的示意图；图16是示出注意到要被传送的对的逻辑巻的配置和I/O路径的示意图；图17是示出注意到要被传送的对的逻辑巻的配置和I/O路径的示意图；图18是举例说明用于在两个存储控制单元之间传送一对逻辑巻的主逻辑
巻的处理的流程图；以及
图19是举例说明用于在两个存储控制单元之间传送一对逻辑巻的次逻辑
巻的处理的流程图。
图20是示出一组信息表的例子的示意图。
图21A是示出一种用于当将组被存储在一个存储控制单元中时从主机执行分离请求(Split request)的方法的示意图，其中向该组发布偶尔分离命令(At-Time Split command )。
图21B是示出一种用于当将组被存储在一个存储控制单元中时从主机执行分离请求的方法的示意图，其中向该组中的对之一发布偶尔分离命令。
图22A是示出一种用于当该组跨越多个单元而存在时从主机向所有的多个存储控制单元进行分离请求的方法的示意图，其中向该组发布偶尔分离命令。
图22B是示出一种用于当该组跨越多个单元而存在时从主机向所有的多个存储控制单元进行分离请求的方法的示意图，其中向该组中的一个对发布偶尔分离命令。
图23是示出当主机包括组信息表时复制還辑巻的传送和分离处理的示意图。
图24是示出地址映射表的例子的示意图。
图25是示出为了实现一种用于在外部存储控制单元中包括主巻和池区的方法的结构的示意图。
具体实施例方式
现在将参考附图详细描述本发明的优选实施例。
《系统配置和概述》
首先，参考图1，将描述本发明实施例的存储系统的总体配置。
存储系统100具有多个存储控制单元20 (20A和20B)以及外部存储控
制单元70。管理服务器50经由网络40与存储控制单元20相连。主机51经
8由SAN(存储区网络)41和42以及虚拟化设备52而连接到存储控制单元20。此处，虚拟化设备52和主机51中的虚拟化程序(未示出)将该多个存储控制单元识别成单个存储控制单元，从而允许外部主机51 (主程序)访问由存储系统100提供的逻辑上的单个存储控制单元。客户计算机30直接或经由LAN40而连接到存储系统100。具体地说，客户计算机30直4妄连接到存储系统100并向其进行请求。可选地，客户计算机30经由LAN 40连接到主机51并通过主机51中的应用程序向存储系统100进行请求。包括存储系统100和虛拟化设备52的系统称为存储网络系统。
每个存储控制单元20具有CPU (中央处理单元)21、 公用内存22、磁盘接口控制单元23、多个磁盘设备24、 FC (光纤信道)接口控制单元25和26、 LAN (局域网)接口控制单元27。通过执行存储在公用内存22中的各种程序和模块，CPU 21实现在存储控制单元20中的各种控制处理。公用内存22被认为是内部存储控制单元且既包括存储各种模块的非易失性存储器又包括暂时存储计算处理结果的易失性存储器。
CPU 21经由磁盘接口控制单元23连接到磁盘设备24。磁盘接口控制单元23将发自CPU 21的逻辑地址转换成逻辑块地址以实现CPU 21对各种逻辑设备的访问。
每个磁盘设备'24是由一个或多个磁硬盘驱动器的RAID (廉价磁盘冗余阵列)配置所形成的磁盘阵列设备，并且借助于多个硬盘驱动器提供单个或多个存储逻辑巻区(即逻辑设备(LDEV)),或借助于单个硬盘驱动器提供一个或多个逻辑设备。对于每个逻辑设备(也称为"逻辑单元")的访问是利用逻辑单元号(LUN)和逻辑块地址(LBA)而执行的。在连接了外部存储控制单元70 (稍后将进行描述)的条件下，本发明的实施例可设置成不具备磁盘设备24和磁盘接口控制单元23。
FC接口控制单元25连接到例如光缆或铜线，以及在存储控制单元20和外部存储控制单元70之间，经由SAN 43并通过光纤信道协议而执行发送和接收命令和数据。在SAN43,采用了诸如光纤信道协议或iSCSI之类的通信协议。SAN43不是必需的，每个存储控制单元20 (FC接口控制单元25)和外部存储控制单元70例如可利用光缆而直接连接。FC接口控制单元26经由具有光缆的SAN 41连接到主机51。主机51执行例如数据库管理系统(DBMS)的应用程序、向存储控制单元20写入处理结果、以及利用存储在其中的信息资源。在SAN41和42,采用了诸如光纤信道协议或iSCSI之类的通信协议。也有这样的配置，即其中FC接口控制单元26经由SAN 41连4妄到虛拟化设备52且虚拟化设备52经由SAN 42连接到主机51。在FC接口控制单元26经由SAN41连接到主机51的情况下，虚拟化设备52中的虚拟化程序被安装在主机51中。虚拟化设备52例如可能是开关、智能开关、专用设备。虚拟化设备52也可以由其中安装了虚拟化程序的主机51来替代。
管理服务器50是一台管理计算机，其管理存储系统100且例如在存储控制单元20中执行逻辑巻的创建、向主机51分配逻辑巻、分区、以及LUN屏蔽设置(LUN masking setting )。管理服务器50经由LAN 40连接到每个存储控制单元20的LAN接口控制单元27,并且借助于TCP/IP协议(其是一种通信协议)执行关于存储控制单元20的命令和数据的发送与接收。LAN 40是一种由以太网(注册商标)构造的局域网，其中实现采用TCP/IP协议的数据传输。例如经由SAN41而执行在两个或多个存储控制单元20之间的通信。
外部存储控制单元70是与存储控制单元20不同类型的存储控制单元。外部存储控制单元70连接到存储控制单元20并且由存储控制单元20来管理。每个存储控制单元20向外部存储控制单元70内的逻辑巻分配LU，并且因为事实上是存储控制单元20内的磁盘设备24使得LU看来像是主机51 。为了从外部存储控制单元70中读数据或者向外部存储控制单元70中写数据，主机51向实际上在存储控制单元20内被分配的LU发出读/写请求。存储控制单元20将所接收到的请求转换为对于外部存储控制单元70中的相应LU的读/写命令并将其发送给外部存储控制单元70。外部存储控制单元70可以具有与存储控制单元20相同的模型。通过以上所述，使每个存储控制单元20具有作为存储控制单元20或外部存储控制单元70中的实体的逻辑巻，该单元独立地逻辑管理所述逻辑巻。
图2A和2B都示出了服务处理器(SVP)的示范性配置的示意图。服务处理器81例如执行相应存储控制单元20的配置设置和操作信息获取，且服务
10处理器81例如是PC (个人计算机)的终端。SVP经由LAN 40连接到相应的 存储控制单元20，如图1所示。图2A示出了一个配置例子，其中经由LAN 来为相应的存储控制单元20安装服务处理器81。服务处理器81连接到主服 务处理器(MSVP) 80,该主服务处理器(MSVP) 80集合从相应的服务处理 器81所获取的信息。从而用户可以利用MSVP80以一种固定方式引用相应服 务处理器81的信息。服务处理器81之一可以是该MSVP。图2B示出了其中 相应存储控制单元20直接连接到主服务处理器80的示范性配置。
这里，存储系统100从存储控制单元20中获取配置信息且指示一个范围 (其可包括外部存储控制单元70 )，在此范围内能够实现在两个或多个存储控 制单元20之间的逻辑巻传送处理。 《程序和表的配置》
图3是示出交换路径软件的配置的示意图。当从主机51访问存储系统100 内的逻辑巻时，交换路径软件Mc 100管理通向该逻辑巻的多个路径并且控制 要采用哪个路径。交换路径软件Mc 100具有多路径管理程序Mcl 、帧间多路 径程序Mc2、优先级控制程序Mc3以及相同设备对应表Vtl。多路径管理程 序Mcl管理并控制整个的交换路径软件Mc 100。对于外部存储控制单元70 内的逻辑巻来说，帧间多路径程序Mc2将跨越了多个存储控制单元20的路径 识别为多路径。当在两个或多个不同的存储控制单元20之间建立了多路径时， 优先级控制程序Mc3为每条路径设置使用速率并且执行控制以使用具有优先 级的一部分路輝。相同设备对应表Vtl表示设备的对应，其虽然在路径上不同 但是在实体上相同。
交换路径软件Mc 100位于主机51内或虛拟化设备52内。
图4是示出每个存储控制单元的内存配置的示意图。在公用内存22内存 储了由中央处理器21来执行的操作系统0S、复制创建程序Mrl、传送中差异 获取程序Mr 11和传送中逻辑巻对设置程序Mr 12，以及对该复制创建程序 Mrl的控制信息以创建逻辑巻或数据的复制。在公用内存22中也存储了巻对 信息管理表Ctl、巻信息表Ct2、差异位图Ct3、以及配置信息表Ct4。在巻对 信息管理表Ctl中记录了关于数据的拷贝源和拷贝目的地的信息。在巻信息表 Ct2中记录了相应的逻辑巻是否正在创建复制。差异位图Ct3用来执行用于创建复制的拷贝处理，以及表示在主逻辑巻和次逻辑巻之间数据的差异。配置信
息表Ct4是用于提供其自身的LU给存储控制单元20作为存储控制单元20的 LU的外部存储控制单元70的。这些程序和表提供于相应存储控制单元20的 公用内存22内。
虽然可以以一种同步方式(由此在等待数据拷贝完成时向主设备(主机 51)报告该完成)或以一种异步方式(由此不等待数据拷贝完成就向主设备(主 机51)报告该完成)来实现数据复制，但尤其是在本发明的实施例的描述中没 有区别这些变化。
图5是示出相同设备对应表Vtl的例子的示意图，所述相同设备对应表 Vtl由虚拟化设备52和虚拟化的层(主机51内的程序层)来持有。相同设备 对应表Vtl包含有路径号、存储控制单元标识符、LU号、以及相同设备对应 标识符。图5中的相同设备对应标识符表示0、 2、以及3号路径可以访问在 帧的方面不同的相同设备实体。即使具备相同的设备，由于路径经过了不同的 存储控制单元20 (帧)，所以在LU号方面0号和2号路径也不同于3号路径。
图6A和6B都示出了巻对信息管理表Ctl的示范性示意图。巻对信息管 理表Ctl包含有对号、主巻信息、次巻信息、成对状态、构成拷贝(formation copy) 位、二次访问取消位(disabled bit)、以及传送信息，这些是用于管理在存储 控制单元20中持有所拷贝数据的逻辑巻对(以下简称"对")的信息。图6A 示出了用于在相同存储控制单元内实现复制创建的表的例子。图6B示出了用 于在不同存储控制单元之间实现复制创建的表的例子。
如图6A所示，在巻对信息管理表CtlA中，对号是被任意分配给一个对 的标识符。
主巻信息表示分配给该对中的主逻辑巻的逻辑巻号，其中所述标识符被分 配给所述对。
次巻信息表示分配给该对中的次逻辑巻的逻辑巻号，其中所述标识符被分 配给所述对。成对状态表示每个对的当前状态。成对状态的例子包括其中使存 储在一个对的相应逻辑巻中的数据被同步并且使存储在该相应逻辑巻中的数 据的内容被匹配的那个状态'(以下简称"成对状态")，以及其中在对内不使数 据被同步的那个状态(以下简称"分离状态")。存储控制单元20改变对的状态，例如，在任意时间从成对状态改变成分
离状态。在这种情况下，在任意时间由该对所持有的数据被保存在次逻辑巻中
(这种处理称为"抓取快照")。此后，通过主机51从次逻辑巻中读取数据以及 将该数据写入另一个存储控制单元(诸如磁带设备)，可以备份在抓取快照时 存储在该对中的数据。还有，抓取快照之后的次逻辑巻可以保存在其自身中以 作为数据的备份。
构成拷贝位是一个标识符，当相应对是从另一个帧进行传送的过程中的对
所述构成拷贝通常开始于对创建的时候。缺省值是"O，，，利用这个值，在对创 建的时候执行构成拷贝。
二次访问取消位如下使用。也就是说，在相应对是从另一个帧被传送的处 理中的对并且由存储控制单元20B (其是传送目的地)来改变该对的次逻辑巻 的数据的情况下，在传送完成之前，以及此后执行构成拷贝，由于因此将覆盖 该数据，所以不会保留正确的数据。因而为了在传送期间由传送目的地存储控 制单元20B取消对于该次逻辑巻的访问，将二次访问取消位设置成标识符值。 缺省值是"O"并且在缺省状态下不取消次逻辑巻。然而在成对状态下，仅当能 够对次逻辑巻的访问时才允许访问。
传送信息是存储控制单元号(帧号)以及传送源和传送目的地的对号。当 确定了传送目的地时，注册传送目的地的存储控制单元号以及对号。当数据要 返回到传送源时，引用传送源的存储控制单元号和对号。
虽然图6B所示的巻对信息管理表CtlB基本上与图6A所示的表相同，但 是它在主巻信息和次巻信息的形式上是不同的。分配给主逻辑巻的逻辑巻号由 存储控制单元号与该那个帧中的逻辑巻号的组合来表示，所述存储控制单元号 是存储控制单元20的标识符。同样可应用于次巻信息的情况。因为这些信息 关于在两个或多个不同的存储控制单元与其中必须指定逻辑巻存在的存储控 制单元之间的复制，所以提供了这种设置。
在这个例子中，在存储控制单元20内唯一地指定逻辑巻号和对号，并且 通过组合这些号与存储控制单元20的号，形成了存储系统100内的唯一的号。 然而，另一个方法同样有效，其中逻辑巻号和对号被指定为序列号以便形成对于存储控制单元20唯一的号码。在这种情况下，即使逻辑巻在两个或多个存 储控制单元20之间传送之后，仍会继承和采用同 一个号。
例如，作为设备的初始状态，在存储控制单元20A内设置逻辑巻号0到 999以及在存储控制单元20B内设置逻辑巻号1000到1999。当存储控制单元 20A内的号为200的逻辑巻要被拷贝和传送到存储控制单元20B内的号为 1200的逻辑巻时，由存储控制单元20B来继承和采用逻辑巻号200 (当被附 着到次逻辑巻时)。这里，将存储控制单元20A的逻辑巻号200与存储控制单 元20B的逻辑巻号1200进行交换，因为简单地继承该号200会引起拷贝目的 地的存储控制单元20B的逻辑巻号1200的消失。也就是说，在数据传送之后， 逻辑巻号1200存在于存储控制单元20A中，而逻辑巻号200存在于存储控制 单元20B中。
图7是显示巻信息表Ct2的一个例子的示意图。巻信息表Ct2记录用于管 理属于存储控制单元20的逻辑巻的信息并且被存储在存储控制单元20内的公 共内存22中。巻信息表Ct2包含有全部逻辑巻号、主/次标志、副本巻信息、 逻辑巻使用标志、以及外部存储控制单元逻辑巻使用标志。
逻辑巻号是分配给逻辑巻的标识符。图7示出了其中为0号逻辑巻形成三 个对的例子。图7中的表表示了对于顶部开始的第一个对，次逻辑巻具有1 号存储控制单元的20号逻辑巻，所述次逻辑巻是副本逻辑巻。第二个对被显 示在相同存储控制单元内具有158号逻辑巻的次逻辑巻。第三个对是以与第一 个对相同的方式来形成的。第四个对显示出1号逻辑巻用作次逻辑巻而主逻辑 巻是3号存储控制单元的3783号逻辑巻。
主/次标志表示逻辑巻是否用作一个对的主部分或次部分。副本巻信息是 通过其而形成一个对的副本的巻信息且包括存储控制单元号和逻辑巻号。副本 巻信息是副本的巻信息，利用其形成对，且巻信息包括存储控制单元号和逻辑 巻号。在相同的存储控制单元内形成一个对的情况下，将次逻辑巻的逻辑巻号 记录为副本巻信息中的逻辑巻号。在跨越不同存储控制单元而形成一个对的情 况下，将次逻辑巻的存储控制单元号和逻辑巻号记录在副本巻信息中。逻辑巻 使用标志是表示相应逻辑巻是否正在使用或为空。外部存储控制单元使用标志 是表示相应逻辑巻是否正在用作外部存储控制单元的逻辑巻的信息。
14《系统处理》
现在将描述包括存储系统100的整个系统的处理。首先，将描述从存储控
制单元向外部存储控制单元的命令操作。然后将描述在两个或多个存储控制单 元之间传送复制对的处理。就这些复制对传送处理而言，将分别描述在相同存 储控制单元内的传送处理和跨越不同帧的传送处理。此后，将描述在相同存储 控制单元内的传送处理中首先执行的传送逻辑巻确定处理。就传送逻辑巻确定 处理而言，将分别描述设备增加、设备删除以及负载分配这三种情况。此外， 将描述传送时间仲裁处理。 <外部存储控制单元的命令操作>
当从主机51接收输入/输出请求时，存储控制单元20判断逻辑巻是否存 在于存储控制单元20中或外部存储控制单元70中，所述逻辑巻是受输入/输 出支配的LU的实体。如果表示未使用的"-"符号存储于巻信息表Ct2的外部存 储控制单元逻辑巻使用标志中，则该逻辑巻存在于存储控制单元20中，且通 过通常操作来访问磁盘设备24中的相应LDEV (逻辑设备，逻辑巻)。如果该 标志被设为"使用中"，则该逻辑巻存在于外部存储控制单元70内且存储控制 单元20向外部存储控制单元70重新提出输入/输出请求。外部存储控制单元 逻辑巻使用标志的缺省值是"-"符号，且当要管理具有外部存储控制单元70内 的实体的逻辑巻时"使用中"被存储。
图8A和8B都示出了一个例子中的差异位图Ct3的示意图。差异位图Ct3 中的"O，，表示从主逻辑巻向次逻辑巻的拷贝已经结束了的那个位置，而"l"表示 拷贝还未结束的那个位置。在差异位图Ct3中，使具有预定数据大小的数据对 应于l位(bit)。例如，在使64 Kbytes的数据对应于1位的情况下，即使当 恰好64 Kbytes的数据中的1位已经被更新时，该位^皮设置为'T，以便该内容也 会在拷贝目的地被反映。图8A示出了准备一个差异位图的例子，而图8B示 出了准备一个对中具有相同尺寸的两个位图的例子。
最初向次逻辑巻(拷贝目的地)拷贝主逻辑巻(一个对的拷贝源)的全部 内容的处理称为初始拷贝或构成拷贝。在初始拷贝中，差异位图Ct3Pl (见图
8A)的所有位均被设置成"l"。在拷贝处理中，每次检测到差异位图中的"r
时，判断与该位相对应的位置处的数据是否存在于高速緩冲存储器(图1中所示的公用内存22的一部分)中。如果数据不在高速緩冲存储器中，则从主逻 辑巻将该数据读入高速緩冲存储器并将该数据拷贝到用于次逻辑巻的数据的
高速緩冲存储器内。随着这个拷贝，用于判断数据是否正确的冗余信息(例如， 奇偶校验数据)也为该次逻辑巻而被新创建并且被附着于该数据上。当存储在 高速緩冲存储器中时，差异位图Ct3Pl的相应位被设置为"0"。当发现下一个"l" 位时重复该处理。也可以采用这样一种方法，其中当从上述主逻辑巻中读出数 据时，在为次逻辑巻创建冗余信息时数据被直接存储在高速緩沖存储器中做为 次逻辑巻的数据。也可以采用这样一种方法，即在高速緩冲存储器中的次逻辑 巻的数据异步地存储在该次逻辑巻中。
辑巻放在成对状态。此后通过存储控制单元20在任意时间"分离"处于成对状 态中的对，在任意时间由该对所持有的数据被保存在次逻辑巻中。
通常地，在结束初始拷贝的时刻执行分离，并且使主逻辑巻和次逻辑巻的 内容同步。同时，存在一种称作"快速分离"的技术，利用这种技术，即使在初 始拷贝期间接收到分离请求时，也能立即向主机51发出分离完成报告而在后 台执行剩余的拷贝。在"快速分离"期间，差异位图Ct3Pl (用于构成拷贝)和 差异位图Ct3P2 (其记录分离之后的更新，即记录差异)用在存储控制单元20 处如图8B所示的组合中以实现快速分离。
虽然利用如例子那样的表结构显示了图5到7的表，但是它足以提供上述 信息并且不特别地限制该信息的数据结构。例如，该结构可以是列表结构。因 而持有该信息的形式不是本发明的本质。 <在两个或多个存储控制单元之间传送复制对的处理>
现在描述在两个或多个存储控制单元之间传送复制对的处理。复制对指的 是由主逻辑巻和次逻辑巻所形成的对。虽然在目前的描述中采用了其中在拷贝 源创建单个复制的情况，但是所有相关的逻辑巻均可以以同样地方式被传送， 即使是在为主逻辑巻(多对)创建多个复制的情况下、在从次逻辑巻(次逻辑 巻变成另一个对的主逻辑巻)(级^:)创建另一个副本的情况下，以及在逻辑 巻单元之外的单元中创建复制的情况下。在级联的情况下，将会认为主逻辑巻 和次逻辑巻形成一个对，以及通过再现这个次逻辑巻和主逻辑巻而形成一个对。虽然以下描述是关于虚拟化设备52对同一个LU执行多路径虛拟化处理 的例子，但是要虚拟化的层不局限于任何具体的一个。例如，这个层可能是主 ;1^51的程序层。
根据图IO的流程图，现在描述从存储控制单元20A内将逻辑上管理的外 部存储控制单元70的一对逻辑巻(在构成拷贝的处理中)传送到不同的存储 控制单元20B中的处理。
后面将详细描述S1010的处理作为预传送处理，其中管理服务器50决定 要将哪个逻辑巻传送到哪里。首先，从服务处理器(SVP) 81向传送目的地存 储控制单元20B (S1020)，通知逻辑巻的传送和那些逻辑巻的巻信息(传送源 逻辑巻)。因此，传送目的地存储控制单元20B从传送源存储控制单元20A获 取配置信息(外部存储控制单元70的巻信息)(S1030 )。如果复制正在进行中， 则配置信息包含有对信息。这个配置信息的获取是经由SAN41来执行的。此 后传送源存储控制单元20A向虚拟化设备52通知传送源逻辑巻号(S1040 )。 传送目的地存储控制单元20B为要传送的部分重新建立LU (S1050)并且将 这些LU记录在存储控制单元20B内的巻信息表Ct2中。如果传送的单元是一 个对，那么为这一个对^B己录，以及在多个对的情况下，为多个对的数目^f故记 录。还有在级联的情况下，为级联的数目进行记录。
如果传送源逻辑巻形成了复制逻辑巻，那么与传送源存储控制单元20A 中的那些信息相同的复制信息(逻辑巻对关系)被设置在新设置的LU中并被 记录(S1060 )。传送中逻辑巻对设置程序Mr 12在巻对信息管理表CtlA中设 置并记录在巻信息表Ct2中所记录的该LU和对信息。传送源对的存储控制单 元号和对号也被记录在传送目的地对信息管理表CtlA中。传送中逻辑巻对设 置程序Mr 12简单地设置存在一个复制对关系并设置在巻对信息管理表CtlA 中记录的上述对号的构成拷贝位为"l",以防止执行初始拷贝(S1070)。还有， 为了防止接受对于作为拷贝目的地的次逻辑巻的访问，记录在巻对信息管理表 CtlA中的上述对号的二次访问使能位被设置为'T， (S1070)。为了使传送源和 传送目的地的成对状态统一为相同状态，即使没有执行构成拷贝，在传送目的 地存储控制单元20B中将"对(拷贝正在进行中)"记录为成对状态，其中所述
17"对"是与传送源的状态相同的状态，所述构成拷贝是用于创建一个对的初始拷
贝。传送目的地存储控制单元20B向虛拟化设备52通知传送目的地的新LU 号(S1080)。
在虚拟化设备52处，交换路径软件Mc 100的帧间多路径程序Mc2 (参 见图3)从相同设备对应表Vtl中识别出传送源LU和传送目的地的新LU表 示相同的实际逻辑巻(S1090)。具体地说，例如存在这样一种方法，其中如图 5的相同设备对应表Vtl中所示，为每个路径指定存储控制单元标识符和存储 控制单元内的LU号，其中所述存储控制单元标识符是区别访问目的地的存储 控制单元的标识符。利用这种方法，交换路径软件Mc 100不能识别出不同存 储控制单元内的LU的实体是相同外部存储控制单元内的LU。因而，除未区 别帧的常规信息之外，重新提供相同设备对应标识符信息，该信息是表示该实 体是相同LU的信息，并且交换路径软件Mc 100的帧间多路径程序Mc2 (见 图3)甚至在在帧方面不同的两个或多个存储控制单元之间设置多路径并且使 得能够识别出该实体是相同外部存储控制单元中的逻辑巻。利用图5的例子， 0号、2号和3号路径是通向相同实体的LU的路径。此后帧间多路径程序Mc2 打开(设置) 一条从虚拟化设备52到传送目的地存储控制单元20B的路径 (S1095 )。
作为在S1030中获取配置信息并将其设置在传送目的地的方法，(1 )管理 服务器50向存储控制单元20发出一个命令用于获取(该信息可由管理服务器 50获取一次，或者可以发布一指令给存储控制单元20以通过存储控制单元之 间的通信而进行获取和设置)，(2 )传送源信息可以经由SVP 81而被获得并移 交给传送目的地的SVP 81, ( 3 )主机51可发一命令以进行获取(同(1 ))， 或者(4 )该信息可被写入外部存储控制单元70内的逻辑巻(专用逻辑巻或空 逻辑巻)中，然后由传送目的地来获取等。在这个处理中(S1095以及之前的 步骤)，在传送源存储控制单元20A和传送目的地存储控制单元20B之间也形 成一条路径(经过SAN 41)。这个路径用来经由该传送源存储控制单元20A 向外部存储控制单元70发送一个由传送目的地存储控制单元20B所收到的命 令。
假如在图10中的传送处理开始之前，该对是在构成拷贝的过程中。在这种情况下，正在执行向次逻辑巻拷贝主逻辑巻的全部内容的初始拷贝处理。在
图IO的处理期间，在传送源存储控制单元20A中持有并使用构成拷贝位图。 在进行拷贝处理中，存储控制单元20A内的CPU 21启动并执行一个程序。
图15是示出注意到要受传送支配的对的逻辑巻标的构造和I/O路径的示 意图。这里，认为在主机51帧间多路径是虚拟化的。对于逻辑巻l (LDEV1: 逻辑设备1)和逻辑巻2 (LDEV2)的对来说，其具有外部存储控制单元70 中的实体，在存储控制单元20A中执行虚拟化和LU管理。当主机51向该对 逻辑巻发出I/O时，主机51中的交换路径软件Mc 100的多路径管理程序Mcl
(见图3)搜索被分配给对其提出请求的逻辑巻的路径。因为直到S1090那一 点为止，仅存在经过存储控制单元20A的路径，所以从该多个路径中选择出 一条路径并且发出1/0。如果发出了正常1/0 (写请求)，则在构成拷贝位图中 设置"1"。到此的步骤组成在存储控制单元20和虚拟化设备52之间设置路径 的处理。
现在将才艮据图11的流程图描述开始向不同帧(不同存储控制单元)开始 实际传送的处理。
为了开始该实际传送处理，主机51 ( or管理服务器50或MSVP 80 )向存 储控制单元20A中的对发出"分离(对分离)"指令(SlllO)。响应这个指令， 在传送源存储控制单元20A处进行分离。改变成对状态，即，从"对，，向"分离" 更新(S1115),以及如果随后做出写请求，则执行在存储控制单元20A中以 差异位图(在目前的情况下是差异位图Ct3P2)进行记录。作为传送处理的一 部分，传送源存储控制单元20A经由SAN41向传送目的地存储控制单元20B 移交"分离"指令(S1120)。在这个处理中，存储控制单元标识符和传送源的巻 对信息也#_移交。
响应来自传送源存储控制单元20A的指令，传送目的地存储控制单元20B 搜索要分离的对(S1125)。具体地说，通过搜索记录在巻对信息管理表CtlA (见图6A)中的关于传送源的巻对信息而搜索在传送目的地的相应对。当完 成搜索时，在传送目的地存储控制单元20B，执行相应对的分离(成对状态的 改变，差异的合并)(S1130)。具体地说，以和S1115中相同的方式改变对号 的成对状态(在当前的情况下更新到"分离")，所述对号是如上所述在巻对信
19息管理表CtlA中搜索的。此外，差异位图Ct3Pl的内容(其用于在传送源存 储控制单元20A处相应对的分离之前的构成拷贝)与传送目的地存储控制单 元20B中相应对的构成拷贝差异位图Ct3Pl(应当认为已经初始化了构成拷贝 差异位图Ct3Pl )的内容进行合并。差异位图Ct3P2的内容也净皮合并。因而， 当在传送目的地存储控制单元20B接收到新的I/O时为差异位的获取而作准 备。这里，合并指的是由在两个位图的相应位上执行OR操作的结果形成新位 图。
当差异合并(准备)完成时，传送目的地存储控制单元20B将这个通知 给传送源存储控制单元20A和虚拟化设备52 (S1135)。作为将要在上述差异 位图Ct3Pl和Ct3P2的相应合并的开始和完成之间所采用的一种方法，不接收 新的1/0，且当新的I/0到达时，向主机51返回所取消的接收，然后使所述主 机51在预定时间量过去之后再次提出请求。作为另一个方法，接收新的I/0， 且如果I/0请求的主题是差异合并已经完成的一部分，那么在引用传送目的地 存储控制单元20B的差异位图时处理该请求，而如果I/O请求的主题是差异合 并还没有完成的一部分，那么在引用传送源存储控制单元20A的差异位图时 处理该请求。在这个处理中，借助于差异位图Ct3Pl检验构成拷贝是否已结束， 如果没有结束，则在相应位置的构成拷贝已结束之后进行写处理。如果构成拷 贝已结束，则进行写处理。在接收该新的I/O的存储控制单元20处执行这个 写处理。
此后，借助于优先权控制程序Mc3，虚拟化设备52执行设置以致于在处 理对于跨越不同帧的多路径的I/0中，传送目的地帧的路径会接收当时的100% 的I/O(S1140)。
在这个处理期间，已经被接收的I/O的处理继续并且当已经经由传送源存 储控制单元20A (图16的原路线)接收的I/O的处理完成时，从传送源存储 控制单元20A向主机51做出完成报告，并且当所有处理完成时，已经被传送 的LU被删除(清除巻信息表中的信息)(S1150)。这里为了使得传送源的LU 信息无效，采用了 一种根据LU号设置一个表示信息是有效还是无效的位的方 法。传送对的传送源巻对信息也被删除(S1150)。在这期间，存储控制单元 20B连接到外部存储控制单元70并且起备用作用(S1160)。还有，存储控制单元20A执行紧急降级(执行从高速緩沖存储器到具有最高优先权的磁盘设 备24的写入)，以及当随后做出新的写请求时，以连续写通(write-though) 模式执行写入，其中数据没有被存储在高速緩沖存储器中而是直接写入到磁盘 设备24中(S1165)。从而在磁盘设备24中完全地反映了新的访问请求以及在 高速緩冲存储器中的数据。当对于传送单元的所有逻辑巻来说紧急降级结束时 (Sl 170中的Y),因为无效数据(dirty data)(磁盘设备24中未反映的新数据) 不会被遗留在传送源存储控制单元20A的高速緩冲存储器中，所以使得能够 完成向传送目的地存储控制单元20B的传送以及存储控制单元20B连接到外 部存储控制单元70 ( SI 175 )。
在以上所述处理中，可以直接从主机51向传送目的地存储控制单元20B 发出"分离"指令。
直到在存储控制单元20A的紧急降级结束，存储控制单元20B接收新的 I/O。在这个处理中，存储控制单元20B经由存储控制单元20之间的SAN41 向存储控制单元20A传送所接收到的I/O。当差异位图的合并已经完成且此后 接收了 I/O时，在向存储控制单元20A传送该I/O之前，存储控制单元20B的 两个差异位图(见图8B)之间的差异位图Ct3P2的相应位被设置为"l"。在那 一点检验构成拷贝是否已结束并且如果它没有结束，则在结束了那个位置的构 成拷贝之后进行写入处理。如果构成拷贝已经结束了 ，则在存储控制单元20B 侧继续执行拷贝处理，同时引用构成拷贝位图Ct3Pl。
就象图15,图16是示出注意到要受到传送的对的逻辑巻的构造和1/0路 径的示意图。在此处所列举的状态中，存储控制单元20A和存储控制单元20B 对于LDEV1与LDEV2的对设置LU并且对其执行管理，所述存储控制单元 20A和存储控制单元20B具有外部存储控制单元70中的实体。当主机51向 该对逻辑巻发出I/O时，通过优先级控制经由存储控制单元20B侧而执行该处 理。对于已经在存储控制单元20A接收到的I/O,从存储控制单元20A中做出 完成报告。当在S1150接收到的所有I/O的处理完成时，原路线消失，仅新路 线存在。然而，直到S1165的紧急降级完成，存储控制单元20A均执行实际 处理。还有，使用了存储控制单元20A中的高速緩冲存储器而没有使用存储 控制单元20B中的高速緩冲存储器。当S1165的紧急降级结束时，执行到在存储控制单元20B的处理的切换，如图17所示。在紧急降级完成这一刻，不 再使用存储控制单元20A中的高速緩冲存储器，而是使用存储控制单元20B 中的高速緩冲存储器。当该处理完全传送到存储控制单元20B时，传送期间 存储控制单元20之间所使用的路径(经由SAN 41)变为未使用。
虽然这里使用了 一种其中"分离"请求的发出被用作开始传送处理的定时
这种情况下，构成拷贝结束之后，可以重新引入用于开始传送的命令，或者执 行处理以便当在存储控制单元侧结束构成拷贝时执行传送。
同样，利用当前例子描述了在拷贝期间执行传送处理的情况，但是同样的 流程也适用于在分离期间执行传送处理的情况。然而，在传送目的地合并传送 源差异位图中，如果构成拷贝已经结束，则它恰好足以合并差异位图Ct3P2 而无需合并构成拷贝位图Ct3Pl。
在构成拷贝期间发布"分离"请求的情况中或者在分离期间执行传送处理 的情况中，为了利用以上所述快速分离技术，差异位图具有图8B所示的双-映射配置且如图9B中所示那样被建立。在完成构成拷贝之后执行传送处理的 情况中，差异位图具有如图8A中所示的单映射配置且如图9A中所示那样被 建立。
还有，执行主逻辑巻的传送处理之后，在传送目的地存储控制单元20B 执行从主逻辑巻到次逻辑巻的拷贝。可以判断出在传送处理之后执行这种拷 贝，例如，在传送源存储控制单元20A已经拷贝的数据量小于预定比例的情 况中就如此。
P争越不同帧的传送处理].
现在将描述一种处理，其中为外部存储控制单元70的一对逻辑上管理的 巻(在构成拷贝过程中)而将该对的主或次逻辑巻从相同的存储控制单元20A 内传送到不同的存储控制单元20B。
伴随该传送的预先设置与图10的流程图的预先设置相同。在S1050，传 送目的地存储控制单元20B为要传送的量而重新设置LU并且将这些LU记录 在存储控制单元20B内的巻信息表Ct2中。在这一点上，设置了与所传送逻 辑巻的数目相对应的LU。还有，为该新设置LU设置且记录与在传送源中的
22复制信息相同的复制信息(巻对信息)。也就是说，传送中逻辑巻对设置程序
Mr 12该LU和已经记录在巻信息表Ct2中的对信息设置并记录在巻对信息管 理表CtlB中。如同主次巻信息那样，在巻对信息管理表CtlB中记录该存储 控制单元号和逻辑巻号。还有，在传送目的地存储控制单元20B侧巻对信息 管理表CtlB中记录传送源存储控制单元20A的存储控制单元号和存储控制单 元20A中的对号。同样地，在传送源存储控制单元20A侧巻对信息管理表CtlB 中记录有关传送目的地的信息。其他信息与巻对信息管理表CtlA的相同。在 该对逻辑巻跨越帧的情况下，也应该在传送源处随后更新该巻对信息，因为该 巻对信息将在传送源和传送目的地处被持有。
在S1080,传送目的地存储控制单元20B向虚拟化设备52通知主逻辑巻 的传送目的地的新LU号。在S1090，从相同设备对应表Vtl中识别对于主逻
虛拟化设备52和传送目的地存储控制单元20B之间的路径被打开(设置) (S1095 )。
现在根据图18的流程图将描述实际传送的处理。这里，认为对的主逻辑 巻要被传送。
从主机51 (或管理服务器50或MSVP 80)做出对于该对的"分离(对分 离)"指令(S1810)。在传送源存储控制单元20A处进行分离处理。改变成对 状态，即，从"对"向"分离，，的更新(S1815)，以及如果随后做出写请求，则执 行在存储控制单元20A中以差异位图中进行的记录。作为传送处理的一部分， 传送源存储控制单元20A经由SAN 41向传送目的地存储控制单元20B移交 "分离"指令(S1820)。在这个处理中，存储控制单元标识符和传送源的对信息 也净皮移交。
响应来自传送源存储控制单元20A的指令,传送目的地存储控制单元20B 搜索要被分离的对(S1825 )。具体地，通过搜索在巻对信息管理表CtlB (见 图6B)中记录的关于传送源的巻对信息而搜索在传送目的地处的相应对。当 完成搜索时，在传送目的地存储控制单元20B，执行相应对的分离处理(对状 态的改变，差异的合并)(S1830)。具体地，以和S1815 (此处继续"分离") 中相同的方式来改变对号的对状态，所述对号如上所述是在巻对信息管理表CtlB中搜索的。此外，差异位图Ct3Pl的内容(其用于在传送源存储控制单 元20A处的相应逻辑巻对的分离之前的构成拷贝)与传送目的地存储控制单 元20B中的相应逻辑巻对的构成拷贝差异位图Ct3Pl(应当认为已经初始化了 构成拷贝差异位图Ct3Pl )的内容进行合并。差异位图Ct3P2的内容也被合并。 因而，当在传送目的地存储控制单元20B处接收到主逻辑巻的新的I/O时，为 差异位的获取而做准备。
当差异合并完成时，传送目的地存储控制单元20B将此通知给传送源存 储控制单元20A和虛拟化设备52 (S1835 )。作为在上述差异位图的相应合并 的开始和完成之间所采用的一种方法，不接收新的I/0，且当新的I/0到达时， 向主机返回所取消的接收，此后使所述主机在预定时间量过去之后再次提出请 求。作为另一种方法，接收新的I/0，且根据每个I/0请求的主题是否是已经 完成差异合并的一部分而执行处理。其详细情况与图11的S1135所描述的情 况相同。此后借助于优先权控制程序Mc3 ，虚拟化设备52执行(恰好对于主 逻辑巻)设置以便在处理对于跨越不同帧之间的多路径的I/O中，传送目的地 帧的路径会接收当时的100%的I/O(S1840)。对于次逻辑巻，在传送源存储 控制单元20A处I/O祐:接收和处理而没有改变。
在这个处理期间，已经被接收的对于主逻辑巻的I/0的处理被继续，并且 当已经经由传送源存储控制单元20A (图16的原路线)而接收的I/O的处理 完成时，从传送源存储控制单元20A向主机51做出完成报告，并且当所有处 理完成时，已经被传送的主逻辑巻的LU被删除(清除巻信息表Ct2中的信息)
(S1850)。这里为了使得传送源的LU信息无效，使用了一种根据LU号设置 一个表示信息是有效还是无效的位的方法。被传送的对的传送源巻对信息也被 更新(S1850)。在这期间，存储控制单元20B连接到外部存储控制单元70并 且起备用作用(S1860)。还有，存储控制单元20A执行主逻辑巻的紧急降级
(执行从高速緩冲存储器到具有最高优先权的磁盘设备24的写入)，以及当随 后向主逻辑巻做出新的写请求时，以写通模式执行写入，其中数据没有被存储 在高速緩冲存储器中(在存储控制单元20A和20B中的)而是直接写入到磁 盘设备24中(S1865 )。从而，在磁盘设备24中完全地反映该主逻辑巻的高速 緩冲存储器中的数据。当对于整个的主逻辑巻结束了紧急降级(S1870中的Y)
24时，使得能够实现向传送目的地存储控制单元20B的主逻辑巻的全部传送， 并且存储控制单元20B连接到外部存储控制单元70 ( S1875 )。当该处理完全 传送到存储控制单元20B时，传送期间存储控制单元20之间所使用的路径(经
由SAN41)变为未使用。
现在根据图19的流程图描述传送对的次逻辑巻的情况。 象在S1810中那样，从主机51 (或管理服务器50或MSVP80)做出对于 该对的"分离(对分离)"指令(S1910)。象在S1815中那样，在传送源存储控 制单元20A处执行分离处理。改变成对状态，即，从"对"向"分离"的更新
(S1915)，以及如果随后做出写请求，则执行在存储控制单元20A中以差异 位图进行的记录。象在S1820中那样，作为传送处理的一部分，传送源存储控 制单元20A经由SAN 41向传送目的地存储控制单元20B移交"分离"指令
(S1920 )。在这个处理中，存储控制单元标识符和传送源的对信息也被移交。 象在S1825中那样，响应来自传送源存储控制单元20A的指令，传送目 的地存储控制单元20B搜索要分离的相应对(S1925 )。通过搜索有关记录在 巻对信息管理表CtlB中的传送源的信息可以搜索在传送目的地处的相应对。 当完成搜索时，在传送目的地存储控制单元20B执行相应对的分离处理(对 状态的改变，差异位图的初始化)(S1930)。具体地说，以和在S1915 (此处 继续"分离")中相同的方式来改变对号的成对状态，所述对号如上所述是在巻 对信息管理表CtlB中搜索的。此外，初始化传送目的地存储控制单元20B的 逻辑巻对差异位图Ct3P2。当处理完成时，传送目的地存储控制单元20B将此 通知给传送源存储控制单元20A和虚拟化设备52 (S1935 )。此后，借助于优 先权控制程序Mc3，虚拟化设备52执行(仅对于次逻辑巻)设置以便在处理 对于跨越不同帧之间的多路径的I/O中，传送源帧的路径会接收当时的100% 的I/O ( S1940 )。对于主逻辑巻，I/O在传送源存储控制单元20A处祐:接收且 被处理而没有改变。
在这个处理期间，已经被接收的对于次逻辑巻的I/0的处理继续，并且当 已经经由传送源存储控制单元20A (图16的原路线)而接收的I/O的处理完 成时，从传送源存储控制单元20A向主机51做出完成报告，并且当所有处理 完成时，已经被传送的次逻辑巻的LU被删除(清除巻信息表Ct2中的信息)(S1950 )。这里为了使得传送源的LU信息无效，采用了 一种根据LU号设置 一个表示信息是有效还是无效的位的方法。被传送的对的传送源巻对信息也被 更新(S1950)。在这期间，存储控制单元20B连接到次逻辑巻的外部存储控 制单元70并且起备用作用(S1960)。还有，存储控制单元20A执行次逻辑巻 的紧急降级，且当随后向次逻辑巻做出新的写请求时，以写通模式执行写入， 其中数据没有被存储在高速緩冲存储器(存储控制单元20A和20B的)中而 是直接写入到磁盘设备24中(S1965)。从而在磁盘设备24中完全地并入该次 逻辑巻的高速緩冲存储器中的数据。当对于整个次逻辑巻结束了紧急降级 (S1970中的Y)时，使得能够向传送目的地存储控制单元20B全部传送次逻 辑巻，并且存储控制单元20B连接到外部存储控制单元70 (S1975 )。在执行 构成拷贝之后，次逻辑巻可^f皮传送到该存储控制单元20B。当该处理被完全传 送到存储控制单元20B时，传送期间存储控制单元20之间所使用的路径(经 由SAN41 )将不再被使用。
当在图18的传送处理期间，在合并差异位图完成之后写入主逻辑巻的请 求到达，存储控制单元20B的两个差异位图之间的差异位图Ct3P2的相应位 被设置成'T，。在那一点检验构成拷贝是否已结束并且如果它还没有结束，则 在结束了那个位置的构成拷贝之后进行写入处理。如果已经结束了构成拷贝， 则继续存储控制单元20B侧的拷贝处理，同时引用差异位图Ct3P2。当对于次 逻辑巻的I/0到达时，引用存储控制单元20B的构成拷贝位，并且如果构成拷 贝还没有结束，则在那个位置的构成拷贝已经结束之后执行该处理，同时如果 构成拷贝已经结束，则通过将存储控制单元20A的差异位图Ct3P2的相应位 设置为'T，而执行正常的读/写处理，仅在写请求的情况下。
通过经由SAN41而查询存储控制单元20B来引用构成拷贝位。
还有，如果构成拷贝还没有结束，则存储控制单元20B执行要拷贝的数 据的升级(读入到高速緩冲存储器)并且经由SAN41将数据从高速緩沖存储 器传送到存储控制单元20A。
在跨越帧而进行传送的情况下，在如图9A中所示的两个存储控制单元20 中均建立巻对信息管理表CtlB以及差异映射Ct3Pl和Ct3P2。当没有执行以 上所述快速分离且接收了 "分离，，指令时，拷贝继续直到逻辑巻的内容实际上变
26为相同的。如果在这个处理完成之后执行了分离，则可以由每个具有如图9A 所示的一个差异位图的存4渚控制单元来实现帧间的传送。
由本申请人提交的日本专利申请号2004-115693中描述了跨越帧执行传送 之后的1/0处理。
只要图19的次逻辑巻是要被传送的以便在主逻辑巻侧的存储控制单元 20A处管理构成拷贝差异位图Ct3Pl，差异位图的合并就不会发生。除此之外， 该处理与图18的流程图中的处理相同。 <确定要传送的逻辑巻的处理>
现在将根据图12到14的流程图描述确定在图10的S1010中要传送哪个 逻辑巻的处理(预传送处理)。根据传送处理是通过传送处理是通过添加还是 删除存储控制单元20还是通过优化现有配置中的存储控制单元20的资源使用 速率(负载分闺己)来提高处理性能而执行，该预传送处理是不同的。 [增加单元情况下的处理]
图12是举例说明增加存储控制单元情况下的预传送处理的流程图。这里， 假定存储控制单元20B是新增加的。首先，管理服务器50或另一个SAN管 理服务器定义新存储控制单元20B与存储系统100的连接(S1210 )。具体地， 例如由用户将该定义内容输入到管理服务器50中，并且存储在预定的公用内 存中。此后，从除了存储控制单元20B之外的现有存储控制单元中获取负载 信息(S1215)。所述负载信息是经由MSVP80或管理服务器50而获得的。此 后，从所获得的负载信息中搜索高负载的位置(S1220)。具体地，搜索具有处 理器操作速率高于预定值的处理器，或者搜索为其发出比I/O的预置数目多很 多的I/0的逻辑巻。此后，指定具有处理器、逻辑巻或其他高负载资源的存储 控制单元20,以及确定在这个存储控制单元内的哪个逻辑巻是实际上要传送 的。具体地，向用户指示该负载信息，以及该用户确定并输入要传送的逻辑巻 或者在存储控制单元20内自动地确定要传送的逻辑巻(S1225 )。虽然默认的 传送目的地是存储控制单元20B,但是可以代之以选择另一个单元。
如果要经传送的逻辑巻是要作为对相同的帧的一个对而传送的(S1230中 的Y)，则执4亍在相同顿内的传送的处理(见图IO和图11) (S1240)。如果逻 辑巻不是作为对于相同帧的一个对要传送的(S1230中的N)，则判断该对的逻辑巻是否要被传送到不同的帧(S1235 )。如果该对的逻辑巻是要传送到不同 的帧(S1235中的Y)，则扭^亍到不同帧的传送处理(S1245)。如果该对的逻 辑巻不是要传送到不同帧的(S1235中的N)，则执行单独地传送逻辑巻的处 理(S1250)。如果当传送处理结束时要继续传送(S1255中的Y)，则过程返 回到S1225。如果不是要执行传送(S1255中的N),则操作结束。 [删除单元情况下的处理]
图13是在删除存储控制单元情况下举例说明预传送处理的流程图。这里， 假定存储控制单元20B是要被删除的。象在S1215中那样，从除了要删除的 存储控制单元20B之外的现有存储控制单元中获得负载信息。所述负载信息 是经由MSVP 80或管理服务器50而获得的(S1310 )。此后从所获得的负载信 息中搜索低负载的位置(S1315)。具体地，搜索处理器的操作速率低于预定值 的处理器或者为其发出比预定数目的I/0多很多的I/0的逻辑巻。此后，指定 具有处理器、逻辑巻或其他低负载的资源的存储控制单元20,然后确定这个 存储控制单元内的哪个逻辑巻是要经传送的。也就是说，要删除的存储控制单 元20B的哪个逻辑巻是要被传送到所确定的地点的(S1320)。参见S1225关 于该处理的特定过程。S1325到S1345的处理与S1230到S1250的处理相同。 如果此后要继续传送(S1350中的Y)，则过程返回到S1320。如果不要执行传 送(S1350中的N)，则从存储系统100中除去存储控制单元20B然后处理结 束(S1355 )。
图14是举例说明为了负载分配目的在两个或多个存储控制单元之间传送 逻辑巻情况下的预传送处理的流程图。为了在每个预定时间执行该处理，首先 判断是否过去了预定时间(S1410)。如果过去了 (S1410中的Y),则管理服 务器50或其他SAN管理服务器从存储控制单元20获得负载信息。所述负载 信息是经由MSVP 80或管理服务器50而获得的(S1415 )。此后从所获得的信 息中搜索高负载和低负载的位置(S1420)。该处理的特定过程与S1220中的 相同。此后确定存储控制单元20内的哪个逻辑巻要被传送到哪里(S1425)。 该处理的特定过程与S1225中的相同。S1430到S1450的处理与S1230到S1250 的处理相同。如果此后要继续传送(S1455中的Y)，则过程返回到S1425。如果不要执行传送(S1455中的N),则该处理结束。
在S1225、 S1320和S1425中用于确定要将哪个逻辑巻传送到哪里的策略 是根据资源的操作速率，即，例如，CPU操作速率、高速緩冲存储器使用速 率、使用速率逻辑巻。还有，如果预先已知负载仅会在特定时期内增大，所述 特定时期如在创建复制之后时，那么为了某种目的要使用的逻辑巻将被存储在 相同的存储控制单元(帧)中，或者在用于某个时期之后被删除，这种因素在 确定中也可以被考虑到。例如，为了确定要传送哪个逻辑巻，不仅要引用资源 的操作速率而且也要引用它的逻辑巻的属性。作为操作的一部分，在预定时期 内可以受限制地使用复制逻辑巻(次逻辑巻)。在这种情况下，通过引用逻辑 巻的属性，预先已知在预定时期过去之后，复制逻辑巻会变成不必要的并且变 成(预定是)可删除的。因为由此能预见即使对于预定时期负载增大了，最终 负载也会被减轻，所以不执行逻辑巻传送的判断也是可能的。
还有，在通过逻辑巻传送处理使得接近复制创建时在相同帧内形成一个对 的逻辑巻变成if争越不同帧的一个对，然后通过另一个逻辑巻传送处理返回成为 相同帧内的原始对的情况下，LU和对信息可以是新创建的，或者先前的信息 可以被无效然后当在传送处理中被重新生效时使用。 <传送时间仲裁处理>
虽然图10和图11的处理是这样一种例子，其中用于传送逻辑巻的时间是 由存储控制单元20A和20B之间的通信来仲裁的，但是这个时间的仲裁也可 由管理服务器50来执行。也就是说，每次时间到达时，管理服务器50向相应 的存储控制单元20通知那一点以使得相应的存储控制单元20开始该处理。
通过上文，当要传送的逻辑巻是正在为其创建复制的那个逻辑巻时，可以 实现传送该逻辑巻的处理，同时执行保持具有复制关系的复制的拷贝处理。还 有，用具有与多个磁盘设备相连的多个控制单元的存储控制单元，不仅在连接 到相同控制单元的磁盘设备内创建一逻辑巻的复制的情况下，而且在为一逻辑 巻创建复制而无需连接到不同控制单元的磁盘设备(实体)的情况下，可以不 必知道该不同的控制单元即可准备存储区的拷贝。 《组传送和对分离》
虽然在上文的描述中，象在存储控制单元之间要传送的逻辑巻那样，处理
29了复制逻辑巻，其中整个逻辑巻彼此相匹配，但是也可以处理这样的巻，即不 必须是单个的对而可以是两个或更多对的一个组的巻。当象要传送的巻那样处
理该组时，该组中的所有或一部分的对可以祐:传送。
诸如表、索引、以及与应当彼此保持一致性的工作有关的日志之类的一对
数据属于一个组。当一个组的所有数据存储在存储控制单元20中时，例如对 于来自主机51的请求的处理和内部处理可能增加资源上的负载(例如，端口、 CPU、高速緩冲存储器以及硬盘单元)。为了分散该负载，日志，例如来自组 中的数据，被传送且被存储到另一个存储控制单元20中。此时，通过管理跨 越属于单个组的多个存储控制单元20 (日志以及除了日志之外的数据)而存 在的那些数据，允许在数据之间保持相互一致性，而且允许在对分离中保证同 步性(以及，其结果是一致性)。
用于形成跨越多个存储控制单元20的一个组的处理是双重的。可以以任 何顺序执行用于提供一组对和用于传送该对的处理。 一个处理包括首先在一 个存储控制单元20中设置一组对；以及向另一个存储控制单元20传送该组对 的一部分。另外一个处理包括在一个存储控制单元20中创建多个对；向另 一个存储控制单元20传送该组对的一部分；以及作为一个组而提供跨越两个 存储控制单元20而存在的那些对。
图20是示出一组信息表的例子的示意图。组信息表Gtl是一个用于管理 组、存储控制单元以及对之间的对应关系的表，包括组号、存储控制单元号以 及对号。各组号具有一个对于存储系统100中的一个组唯一的号(见图1)。 各存储控制单元号具有管理属于该组的对的许多存储控制单元。这里两个或更 多存储控制单元号可以对应于一个组号。这意味着属于该组的一个对跨越两个 或更多存储控制单元20 (帧)而存在。对号是要由存储控制单元管理的对的 号，出自属于该组的对。有关与该对号相对应的主和次巻的信息可由巻对信息 管理表Ctl (见图6)来指定。
如图20中所示，例如，编号为0的组包括由存储控制单元20A和20B所 管理的对，具体地说是编号为0到6 (在存储控制单元20A中)以及6到9 (在 存储控制单元20B中)的对。编号为1的组包括存储控制单元20C中编号为 11和12的对。应当注意的是此处所描述的对号是对于该存储系统100唯一的
30示范性号码。
组信息表Gtl由管理服务器50、主机51、以及虚拟化设备52所拥有。在 这点上，会考虑组信息表Gtl与交换路径软件Mc IOO之间的配置关系。如果 管理服务器50具有组信息表Gtl，那么主机51或虚拟化设备52具有交换路 径软件MclOO。如果主机51具有巻对信息管理表Ctl，那么主机51同样具有 交换路径软件MclOO。类似地，如果虚拟化设备52具有组信息表Gtl，那么 虚拟化设备52同样具有交换路径软件Mc100。在一些情况下，存储控制单元 20可以引用或查询组信息表Gtl的内容。
接下来会讨论用于传送组中的一个对的处理。例如，当编号为0到6的对， 即0号组中的部分对，是传送对象而存储控制单元20B是传送目的地时，利 用上述方法来执行对于该0到6的对的传送处理，用于组信息表Gtl中编号为 0的组的存储控制单元是20A和20B,且记录包含在相应的单元20A和20B 之内的对号。跨越存储控制单元20而传送的对(例如，仅为次巻传送)是以 两个对号来表示的。这被例示成编号为6的对，其具有存储控制单元20A和 20B之间的 一个对，如图20中所示。
象之前所讨论的，可以以这样一种方式来使用一个对，即象复制逻辑巻那 样曾经已获得了 一致性的对被分离且被单独地使用。这里对于该组的分离请求 是分离属于该组的对的请求。例如，该请求是通过为每个组发布一个偶尔分离 命令或向该组中的对之一发布偶尔分离命令来实现的。"偶尔分离命令"是一个 用于以同步方式在预定时间分离多个对的函数。偶尔分离命令是一个用于执行 该函数的命令。
图21A是示出 一种用于当该组被存储在单个存储控制单元20A中时执行 来自主机的分离请求的方法的示意图，其中向该组发布偶尔分离命令。图21B 是示出相同方法的示意图，其中向该组中的对之一发布偶尔分离命令。
在图21A中，存储控制单元20A接收对于一个组的偶尔分离命令，然后 执行用于同时分离属于该组的所有对的处理。相反在图21B中，存储控制单 元20A接收对于一个对的偶尔分离命令，以及如果接收该命令的对属于一个 组，那么指定该组并且执行该命令以同时分离属于该组的所有对(包括接收该 命令的对及其他对)。如果该組跨越多个存储控制单元20而存在，那么主机51利用该组信息表 Gtl来执行一个处理以向包括该组的所有存储控制单元20发布偶尔分离命令， 如图22中示意性地示出的，与如图21所示的向仅仅一个存储控制单元20A 发布该命令的主机51相反。当编号为0的组跨越存储控制单元20A和20B而 存在时，主机51向存储控制单元20A、 20B每一个发布用于0号组的偶尔分 离命令以便执行该处理以同时分离属于0号组的所有对。图22A示出了对于 向该组发布偶尔分离命令的方法。图22B是示出用于向该组中的对之一发布 偶尔分离命令的方法。
在图22A中，主机51向包括该组的存储控制单元20中的相应对象组发 布偶尔分离命令。在这种情况下，存储控制单元20A、 20B均接收对于一个组 的偶尔分离命令，并执行用于同时分离属于该组的所有对的处理。相反，在图 22B中，主机51向包括该组的所有存储控制单元20中的相应对象组中的对之 一发布偶尔分离命令。在这种情况下，存储控制单元20A、 20B均接收对于一 个对的偶尔分离命令，并且如果接收该命令的对属于一个组，那么指定该组并 且执行该处理以同时分离属于该组的所有对。为了在存储控制单元20中同时 实现分离处理，例如需要主机51在偶尔分离命令中预置用于执行该分离处理 的时间，然后存储控制单元20A、 20B都在预定时间执行该分离处理。
接下来会讨论当一个组跨越存储控制单元20而存在时要执行的处理。这 里，处理的范围是从利用组信息表Gtl以识别该命令要向哪个存储控制单元 20发布(是否是向多个存储控制单元20)到发布该命令。该处理被认为在如 上所述的图21A到22B的范围之内。以下将对当主机51包括组信息表Gtl时 要执行的处理步骤进行讨论，参考图23。
(1) 根据来自主机51 (或MSVP 80、 SVP 81 (参见图2 ))的指令，组 #0中的对之一被从存储控制单元20传送到存储控制单元20B。如图11中的 流程图所描述的那样，执行关于该对传送的处理。
(2) 当对传送完成时，主机51更新组信息表Gtl。
(3) 主机51 (或MSVP80、 SVP81 )从用户处接收请求以分离整个组#0 (偶尔分离命令)。
(4 )主机51寿企索组信息表Gtl以确定偶尔分离命令应该向哪个存储控制单元20发布。在这个例子中，该命令是向存储控制单元20A和20B发布。
(5)存储控制单元20A、 20B同时执行对于组#0中的所有对的分离处理， 例如根据偶尔分离命令中预置的分离处理时间。
这些处理可以得到象一个对那样的一致性，同时保持复制逻辑巻中的组属 性。具体地说，允许保持属于一个组的数据之间的相互一致，以及保证对分离 中的同步性(以及，从而一致性)。 《虚拟区中的巻的传送处理》
上述实施例讨论了一种包括在次巻中获得与主巻相同的容量的方法，其中 全部数据被拷贝到该次巻以创建一个对。接下来将描述作为另 一个实施例一种
在下述的复制逻辑巻对的情况中的传送处理，其中次巻是具有称为"池，，的虚拟 区(以下筒称"池区")的虚拟巻，其仅存储不同于主巻的位置的数据而不获得 具有与主巻相同的容量的数据区。
当次巻利用虚拟巻时，地址映射表用来管理次巻中相应位置(地址)的数 据被存储在哪里。对于具有与主巻相同的数据的位置，主巻中的地址被表示为 存储目标数据的位置。对于具有与主巻不同的数据的位置，则指示存储该数据 的池区中的地址。地址映射表存在用于每个快照产生(对分离时间)的一项。 池区存在于存储控制单元20或外部存储控制单元70中的石兹盘设备24中(参 见图1 )。地址映射表处于存储控制单元20或外部存储控制单元70中的公用 内存22中(参见图1)。
图24是示出地址映射表的例子的示意图。地址映射表Atls是一个关于给 定对的次巻的表，包括巻地址和实际数据存储地址。例如，巻地址包括在一种 容量的巻中的所有地址，其是LB A (Logical Block Addresses,逻辑块地址)。 实际数据存储地址是每个为其每个巻地址存储与该巻地址相对应的次巻数据 的位置。如图24所示，例如，具有巻地址编号为0和1的数据被分别存储在 池区中的地址10011和主巻(P-VOL)的相同地址。只要它可以管理存储快照 数据的地址，地址映射表就可具有另一种配置。
在一些情况下主巻也可以使用虚拟巻。不仅主巻而且具有实体的普通的巻 (以下简称实际巻)都可以预先获得存储器的预定容量。换句话说，作为具有 存储器的预定容量的实体(不管其中是否写入任何数据)而存在的数据区可包括一个未使用的区(不具有已写数据)。为删除这种未使用的数据区，向池区 分配具有实际上写入主巻的数据的容量的存储区。
通过使用与图24中的地址映射表Atls相同格式的地址映射表Atlp (未 示出)而管理该存4诸区。巻地址可以是为主巻容量全部地址而准备的，也可以 因所使用的量而增加的。实际数据存储地址是池区中的地址，其中存储与巻地 址相对应的数据。当在一种容量的巻中巻地址包括所有地址时， 一些巻地址可 能是未使用的因而无效其实际数据存储地址。当巻地址被使用时，其实际数据 存储地址全部有效。当主和次巻都是虚拟巻时，利用池区的地址而不是 "P-VOL，，格式来设置实际数据存储地址，如图24所示。 <传送处理概述>
接下来将要讨论在下述情况下的传送处理，其中主次巻分别是实际巻和虚 拟巻。
(1 )仅传送特定对
用于利用存储系统100中的池区创建一个对的实施例包括一种外部存储 控制单元70包括主巻和池区的方法，图25示出了用于实现该方法的结构。存 储控制单元20A中的对创建次巻作为虛拟巻。为了向存储控制单元20B传送 该对，执行一种处理用于在存储控制单元20 (正如以上的讨论)之间切换主/ 次巻，以及次巻地址映射表Atls被从存储控制单元20A传送到存储控制单元 20B。当完成从存储控制单元20中传送地址映射表Atls时，存储控制单元20B 读出池区中的数据并且开始对于该主/次巻的I/O处理。 (2)传送整个池区
如果希望传送的巻在一个对中并且次巻是虚拟巻，那么可以考虑传送整 个池区。在这种情况下，执行一种处理以传送池区中的所有对。
接下来将描述当主次巻是虚拟巻的情况下的传送处理。在这种情况下，对 该主巻和次巻都执行对于次巻的处理。如果池区存在于存储控制单元20中， 为了向作为传送目的地的存储控制单元20传送整个池区，池区中的数据和地 址映射表Atlp、 Atls被拷贝到那里。 <快照传送中的变化>
对于当该对包括虚拟巻时的快照，存在两种虚拟巻变化主/次巻是虚拟巻，以及次巻是虚拟巻。还有，在传送对象中有三种变化次巻、单个对(主
次巻)、以及整个池区(池区中的全部对)。因此，当该对包括虚拟巻时，快照
传送得出6 (=2x3)种变化。以下讨论是关于对每种变化的处理，假设该池区 存储在外部存储控制单元70中。池区可被存储在每个存储控制单元20中并在 其之间被传送。
从存储控制单元20A到20B，传送次巻的地址映射表Atls。存储控制单 元20B利用从存储控制单元20A传送的地址映射表Atls以引用并更新池区中 的数据。因为主/次巻是虚拟巻，所以所有数据都在该池区中。关于主巻，存 储控制单元20A包括对于该主巻的地址映射表Atlp。对于主巻的引用是经由 SAN41而从存储控制单元20B中进行的。 [当主/次巻是虚拟巻时传送一个对]
从存储控制单元20A到20B，分別传送主次巻的地址映射表Atlp和Atls。 存储控制单元20B利用从存储控制单元20A传送的地址映射表Atlp、 Atls以 引用并更新池区中的数据。因为主/次巻是虚拟巻，所以所有数据都在该池区 中。
为了传送池区中的全部对，与该池区有关的地址映射表全部地被传送。如 果该地址映射表Atlp、 Atls被包含于其中，则从存储控制单元20A或从外部 存储控制单元7中拷贝这些表。 [当次巻是虚拟巻时传送次巻]
从存储控制单元20A到20B,传送次巻的地址映射表Atls。在次巻数据 中，对于数据实体存在于主巻中的那个位置(巻地址)，修改地址映射表Atls 中的实际数据存储地址以便可以指定存储主巻和巻号的存储控制单元。存储控 制单元20B利用从存储控制单元20A传送的地址映射表Atls，并且如果池区 包含所有数据，那么引用并吏新该数据，以及如果主巻包含所有数据，那么经 由SAN 41引用并更新存储控制单元20A中的数据。 [当次巻是虚拟巻时传送一个对]
如果主巻的实体存在于外部存储控制单元70中，那么重新连接SAN43，或者如果该实体是存储控制单元20A的内部巻，那么数据被拷贝并经由SAN 41而传送。接下来，次巻的地址映射表Atls被从存储控制单元20A向20B传 送。在次巻数据中，对于主巻中的位置(巻地址)，地址映射表Atls中的信息 按现状被使用。也就是说，存储控制单元20B利用从存储控制单元20A传送 的地址映射表Atls以引用该次巻数据。如果池区或者主巻包括所有数据，那 么存储控制单元20B引用并更新该相应的凝:据。 [当次巻是虛拟巻时传送整个池区〗
为了传送池区中的全部对，与该池区有关的地址映射表全部地^皮传送。地 址映射表Atls可能是从存储控制单元20A传送的。当地址映射表Atls处于外 部存储控制单元70中时，对其进行引用。如果主巻的实体处于外部存储控制 单元70中，那么重新连接^AN43。如果该实体是存储控制单元20A的内部 巻，那么数据被拷贝并经由SAN41而传送。存储控制单元20B利用从存储控 制单元20A传送的地址映射表Atls，并且如果池区包含所有数据，那么引用 并更新该数据，以及如果主巻包含所有数据，那么经由SAN41引用并更新该 数据。
如上所述，在存储控制单元20之间的传送能够象复制逻辑巻那样纟皮执行，
存储控制单元70中时，特別是，不需要在存储控制单元20之间传送池区，因 而能够快速地传送该虚拟巻。
虽然前面已经描述了本发明的实施例，但是本发明实施例的存储系统被认 为是通过将图1中所示的存储系统分別执行的程序记录在计算机可读的记录 介质中以及通过使计算机系统读取并且执行记录在这个记录介质中的程序来 实现的。可以安排该程序经由诸如互联网之类的网络而被提供给计算机系统。 《其他实施例》
虽然上面描述了本发明优选实施例的例子，但是本发明不会受其限制，而 在落入本发明要点的范围内可以做出适当的改变。例如，以下实施例是可能的。 (1)虽然在实施例的上述描述中，象要在存储控制单元之间传送的逻辑 巻那样而处理了其中整个逻辑巻彼此匹配的复制逻辑巻，但是仍然可以代之 以处理具有相同属性(例如每个逻辑巻中的一部分数据)的逻辑巻。也就是说，
36具有某种数据的逻辑巻和具有那些某种数据的复制的逻辑巻可以是要在存储 控制单元之间受到传送的。
(2 )当要在存储控制单元之间传送的巻属于包括两个或更多个对的组时， 数据内容不必须是彼此匹配的，并且这些对或组可以在数据属性(例如，数据 的部分范围)方面匹配。同样应用于(1)的每个逻辑巻中的部分数据。
(3)虽然在上述实施例中，主次复制逻辑巻都存在于外部存储控制单元 70中，但是其他的逻辑巻配置同样是可能的。例如，其中两个复制逻辑巻存
在于存储控制单元20中的配置是可能的。还有，其中一个复制逻辑巻存在于 存储控制单元20中而另一个存在于外部存储控制单元70中的配置是可能的。
在这种情况下，其中至少一个复制逻辑巻存在于存储控制单元20内(是 内部逻辑巻)，当图11的S1165的内部逻辑巻紧急降级结束时，开始内部逻辑 巻的数据传送。这里，数据传送指的是经由SAN41从传送源存储控制单元20A 向传送目的地存储控制单元20B的数据的传送。在数据传送期间，在存储控 制单元20A借助于数据传送结束位置信息而管理传送结束时数据所到达的内 部逻辑巻的那个位置。当在存储控制单元20B侧接收了新的I/O时，存储控制 单元20A侧的数据传送结束位置信息被引用，而如果I/O请求的主题的数据传 送已经结束，则存储控制单元20B将该数据写入正在被传送或已经被传送到 单元本身的逻辑巻。如果数据传送还没有结束，则在写入存储控制单元20A 的逻辑巻之后执行数据传送或者受I/O请求的数据首先被传送到存储控制单元 20B并之后执行写入。
通过以上所述，不仅复制逻辑巻而且具有上述的关系中的任一种的一对或 一组逻辑巻均可在两个或多个存储控制单元之间受到传送。从而存储系统可根 据存储控制单元的增加、减少或者负载分配而更加灵活地投入使用。
(4 )虽然上述实施例已经分别描述了对于跨越多个存储控制单元20的一 个组的处理，以及对于当主/次巻都是虚拟巻或者次巻是虚拟巻时的处理，但 是这些处理提供了对于独立巻的设置方法并且可被同时施加到两个或更多的 复制逻辑巻。
权利要求
1. 一种存储网络系统，具有主机，通过第一网络连接到所述主机的第一存储系统，通过第一网络连接到所述主机，并不同于所述第一存储系统的第二存储系统，通过第二网络连接到所述第一以及所述第二存储系统的第三存储系统，其特征在于所述第一、第二、以及第三存储系统，具有存储所述主机所使用的数据的存储区域；所述第一以及第二存储系统，各自具有将第三存储系统内的所述存储区域作为所述第一以及第二存储系统的所述存储区域提供给所述主机的虚拟化设备；所述第三存储系统，具有将所述主机所使用的数据的实际数据进行存储的主逻辑卷以及与该主逻辑卷成对的次逻辑卷；所述虚拟化设备具有从所述主机到所述第一、第二、以及第三存储系统内的逻辑卷的访问路径进行管理的交换路径信息；将从所述存储系统到所述次逻辑卷的路径，从已设定路径的所述第一存储系统传送到没有设定路径的所述第二存储系统时，所述虚拟化设备更新所述交换路径信息，以使对于所述次逻辑卷设定所述第二存储系统和所述第三存储系统之间的路径，以使对于所述主逻辑卷设定所述第一存储系统和所述第三存储系统之间的路径。
2. 根据权利要求1所述的存储网络系统，其特征在于 所述虛拟化设备为主机、开关以及专用控制单元。
3. 根据权利要求1所述的存储网络系统，其特征在于 所述交换路径信息还包括通过设定每个路径的使用率将部分路径的优先使用进行控制的优先控制信息，—所述虚拟化设备根据所述优先控制信息，针对所述次逻辑巻的访问，将所 述第二存储系统和所述第三存储系统之间的路径的使用率设定在100%。
4. 根据权利要求1所述的存储网络系统，其特征在于 所述交换路径信息具有多个路径和表示与存储实际数据的逻辑巻的逻辑单元号对应关系的相同设备对应表，所述虚拟化设备参考所述相同设备对应表，将所述次逻辑巻的传送源的单 元号和传送目的地的虚拟单元号进行比较，确认一致之后，对于所述次逻辑巻 设定所述第二存储系统和所述第三存储系统之间的路径。
5. 根据权利要求1所述的存储网络系统，其特征在 于所述第 一以及第二存储系统，具有记录各个逻辑巻是否进行着复制的巻信 息表，息的副本巻信息来构成，所述第二存储系统对于重新被传送的逻辑巻更新所述巻信息表，使所述存 储控制单元号成为所述第二存储系统的存储控制单元号，使所述副本巻信息成 为所述次逻辑巻的巻号。
6. 根据权利要求5所述的存储网络系统，其特征在于 所述第一以及第二存储系统具有关于数据的拷贝源和拷贝目的地的对信息管理表，所述对信息管理表包含任意分配给对并为标识符的对号、在所述对号之中 分配给主逻辑巻并为巻号的主巻信息、所述对号之中分配给次逻辑巻并为巻号 的次逻辑巻信息、表示存储在对的各个逻辑巻中的数据的同步/非同步状态，所述第 一以及第二存储系统，对于重新发送的逻辑巻更新并保持所述对信 息管理表。
7. 根据权利要求6所述的存储网络系统，其特征在于 所述主机向各个存储系统发送所述对的分配指示，所述第 一存储系统根据所述对的分配指示进行对分配的同时，将分配处理 后的写入请求记录在表示拷贝源巻以及拷贝目的地巻的数据差异的差异位图 中。
8. 根据权利要求7所述的存储网络系统，其特征在于 所述第 一存储系统向所述第二存储系统发送所述分配指示， 所述第二存储系统根据所述分配指示进行所述对信息管理表的对状态的更新处理、以及初始化所述第二存^f渚系统内的差异位图，并在完成该处理后通知所述第一存储系统和所述虛拟化设备，所述虚拟化设备才艮据所述完成通知，将所述次逻辑巻的路径的设定变更为 所述第二存储系统。
9. 根据权利要求8所述的存储网络系统，其特征在于 所述第一存储系统，在执行次逻辑巻的紧急降级，且当重新向所述次逻辑巻发出请求时，并不存储在所述第一存储系统的高速緩沖存储器中，而写入到 所述第三存储系统中，当完成所述紧急降级时，所述第二存储系统连接到所述第三存储系统。
10. 根据权利要求1所述的存储网络系统，其特征在于还具有连接到所述 第 一 网络的管理控制单元，所述管理控制单元在每个规定时间从所述第一存储系统以及所述第二存储系统获得负载信息，根据所述负载信息，确定从高负载的所述第一存储系统 到低负载的所述第二存储系统的次逻辑巻的发送。
11. 根据权利要求IO所述的存储网络系统，其特征在于 所述负载信息为处理器驱动率、高速緩沖存储器使用率、对巻的I/0数、巻属性中的至少一个。
12. 根据权利要求IO所述的存储网络系统，其特征在于 通过与事先设定的值进行比较而判断所述负载。
13. 根据权利要求1所述的存储网络系统，其特征在于还具有连接在所述 第一网络的管理装置，所述第 一存储系统以及所述第二存储系统根据从连接在所述第 一 网络的 管理装置的指示，开始所述次逻辑巻的发送。
全文摘要
本发明涉及存储网络系统。该存储网络系统具有主机；通过第一网络连接到所述主机的第一存储系统；通过第一网络连接到所述主机，并不同于所述第一存储系统的第二存储系统；通过第二网络连接到所述第一以及所述第二存储系统的第三存储系统。
文档编号G06F3/06GK101482801SQ20091000583
公开日2009年7月15日 申请日期2006年9月4日 优先权日2005年9月20日
发明者山本康友, 江口贤哲, 里山爱 申请人:株式会社日立制作所