(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
第１のデータ処理識別子を有する第１の論理ボリューム(105)と第２のデータ処理識別子を有する第２の論理ボリューム(110)とを交換する方法であって、
Ａ）前記第１と第３の論理ボリューム間のデータ交換パス、及び第２と第４の論理ボリューム間のデータ交換パスを確立する段階と；
Ｂ）前記第１と第２の論理ボリュームに対するＩ／Ｏ要求に応答して独立かつ同時に、それぞれ、前記第１と第２の論理ボリュームのデータを前記第３と第４の論理ボリュームのデータにコピーする段階と；
Ｃ）前記第１と第２の論理ボリュームに対するＩ／Ｏ要求が、前記３と第４の論理ボリュームにそれぞれ向けられることにより、第１と第２の論理ボリュームに対するデータ交換を動作不能にする段階と；
Ｄ）前記第１の論理ボリュームが、前記第２のデータ処理識別子を有し、前記第２の論理ボリュームが前記第１のデータ処理識別子を有するよう構成する段階と；
Ｅ）前記第３の論理ボリュームのデータを、前記第２の論理ボリュームに転送し、且つ前記第４の論理ボリュームのデータを前記第１の論理ボリュームに転送する段階と；
を含むことを特徴とする方法。
【請求項２】
前記構成する段階は、
ｉ）前記第１と第２の論理ボリューム名を交換する段階と；
ｉｉ）前記第１と第２の論理ボリュームの前記データを無効と指定する段階と；
ｉｉｉ）前記第１と第２の論理ボリュームが、前記第３と第４の論理ボリュームそれぞれからのデータを受信することを可能にする段階と；
を含むことを特徴とする、請求項１に記載の方法。
【請求項３】
前記各々の第１と第２の論理ボリュームは、ミラー論理ボリュームの第１と第２のセットの要素であり、前記構成する段階の結果として、前記第１と第２の論理ボリュームは、ミラー論理ボリュームの第２と第１のセットの要素となり、前記第１の論理ボリュームへの前記データ転送に関するデータソースは、第４の論理ボリュームと、第２のミラー論理ボリュームセットのもう一方の要素であり、前記第２の論理ボリュームへの前記データ転送に関するデータソースは、第３の論理ボリュームと、第１のミラー論理ボリュームセットのもう一方の要素であることを特徴とする、請求項２に記載の方法。
【請求項４】
前記転送パスを確立する段階は、前記第１と第２のセットのもう一方のミラー論理ボリュームのオペレーションに独立であることを特徴とする、請求項３に記載の方法。
【請求項５】
第１のミラー論理ボリュームにミラーである第１の論理ボリュームに格納されたデータを、第２のミラー論理ボリュームにミラーである第２の論理ボリュームに格納されたデータと交換する方法であって、
Ａ）前記第１と第３の論理ボリューム間のデータ交換パス、及び前記第２と第４の論理ボリューム間のデータ交換パスを確立する段階と；
Ｂ）前記第１と第２の論理ボリュームに対するＩ／Ｏ要求に応答して独立かつ同時に、前記第１の論理ボリュームのデータを前記第３の論理ボリュームにコピーし、且つ前記第２の論理ボリュームのデータを前記第４の論理ボリュームにコピーする段階と；
Ｃ）前記コピーの終了と同時に、第１と第２の論理ボリュームを、それぞれ、前記第２と第１のミラー論理ボリュームにミラーに構成する段階と；
Ｄ）前記第１と第２のミラー論理ボリュームセットのデータを、それぞれ、前記第２と第１の論理ボリュームに転送する段階と；
を含むことを特徴とする方法。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【関連出願の説明】
本発明は、継続中の１９９８年８月２８日出願の米国特許出願番号０９／１４３，６８３号の一部継続出願であり、同出願は継続中の１９９８年１月２日出願の米国特許出願番号０９／００２，４２８号の一部継続出願であり、同出願は継続中の１９９７年１０月６日出願の米国特許出願番号０８／９４４，６０６号の一部継続出願であり、これらは全て本発明と同一の出願人に譲渡されている。
本発明の出願人に譲渡されている、１９９７年４月２５日出願の米国特許出願番号０８／８４２，９５３号「コモンデータセットへの独立かつ同時アクセス方法および装置」と、本発明と同日に出願された米国特許出願（代理人番号第０７０７２／９２９００１号）「記憶サブシステム再構成用メールボックス」は、本発明と同一の出願人に譲渡されており、参考文献として本明細書に組み込まれている。
【０００２】
【発明の属する技術分野】
本発明は一般的にはデータ処理システムの資源管理に関し、より詳細にはディスクアレイ記憶装置の管理に関する。
【０００３】
【従来技術】
現在では多くのデータ処理システムがディスクアレイ記憶装置に組み込まれている。これらのデバイスの各々は、論理ボリューム中に配置された複数の物理ディスクを有している。これらのディスク上のデータはコマンド、特に１つまたはそれ以上のホスト処理装置からの読取り／書込みコマンドに応答する種々の入出力制御プログラムを介してアクセス可能である。本発明の出願人による市販されているシメトリクス５５００シリーズの統合キャッシュディスクアレイは、そのようなディスクアレイ記憶装置の１つの例である。この特定のアレイは、数テラバイト以上に達する大量のデータを記憶する能力を有する、複数の物理ディスク記憶装置またはドライブを備える。そのような資源の管理が非常に重要になる理由は、そのようなアレイの能力の非効果的な利用が、データ処理システム全体の効率に重大な影響を及ぼす可能性があるからである。
【０００４】
一般的にシステム管理者は、直接アクセス記憶装置の初期化に際し、格納されるデータセットの幾つかの特性を決定する。これらの特性として、データセットサイズ、ボリューム名およびシステムによっては論理ボリュームと多重ホスト処理システムにおける特定ホスト処理装置との間の対応を挙げることができる。その後、システム管理者はこの情報を使用して、種々のデータセットを異なる物理デバイスに亘って分散させることによって、つまり、複数のアプリケーションによる物理デバイスの同時使用が回避されることを見込んで、ディスクアレイ記憶装置を構成する。この限定された情報に基づく割り当ては不適切になることがよくある。これが生じると、原構成（コンフィギュレーション）はデータ処理システム全体の効率を非常に低下させることがある。
【０００５】
この問題を解消する１つの試みとして、特定のデータセットをロードする前にディスクアレイ記憶装置の処理オペレーションの解析を先行させ、その後データセットのロード位置を決定することが提案されている。例えば、ハーツング（Ｈａｒｔｕｎｇ）他による米国特許第４，６３３，３８７号には、多重ユニットデータ処理システムにおける負荷平均化が開示されており、ここではホストは複数の記憶装置ディレクタを介して複数のディスク記憶ユニットで作動する。このアプローチによれば、最も忙しくない記憶装置ディレクタがより繁忙な記憶装置ディレクタになすべき仕事を要求する。繁忙側記憶装置ディレクタは仕事送り側ユニットとして、仕事要求側または非繁忙側記憶装置ディレクタに仕事を供給する。
【０００６】
マクブライド（ＭｃＢｒｉｄｅ）他による米国特許第５，２３９，６４９号には、アプリケーションの長時間実行の間にチャネルパス上の負荷を平均化するシステムが開示されている。この負荷平均化方式によれば、ボリュームの選択は呼側ホストに類似性のあるものによってなされる。それぞれの結合チャネルパスにまたがる負荷も計算される。異なるアプリケーションから生じる負荷の異なる大きさを考慮して、最少の不使用チャネルパスに結合されたボリュームを選択するよう計算は加重される。最適ボリュームは次ぎに処理されるボリュームとして選択される。その後、ボリューム処理と関連する負荷は、それぞれの結合チャネルパスに亘って平均的に分散すると仮定して、各チャネル上のモニターされた負荷が、新しく選択されたボリュームと関連する負荷を含むように更新される。その結果、後続のボリュームの選択は更新された負荷情報に基づくことになる。この方法は、直ちに次の残余ボリューム選択処理の間継続する。
【０００７】
別のアプローチとして、ページ（Ｐａｇｅ）による米国特許第３，７０２，００６号には、多重タスキング可能なデータ処理システムにおける負荷平均化が開示されている。連続する割り当てルーチンの間の時間間隔を通して、各入出力デバイスが各々のタスクによりアクセスされる回数がカウントされる。各割り当てがなされている間、カウントと時間間隔を利用した解析が行われ、現在のタスクによる各デバイスの利用度が評価される。割り当て中のタスクによる予想利用度も同様に評価される。その後、平均化された入出力活動度を得るために、評価された現在の利用度と予想利用度とが、データセットを最少利用度の入出力デバイスへ割り付ける試みの基準として考慮され使用される。
【０００８】
前述の参考文献の各々は、データセットについての明確な、または推定された知識に基づく、個々のデータセットの特定の位置を選択することによって負荷平均化が得られるシステムを開示している。個々のデータセットは手動で再構成しない限り所定の物理ディスクに残ったままになる。いずれのシステムもディスクアレイ記憶システム内に存在するデータセットの動的な再割り付けまたは配置による負荷平均化の実現を示唆していない。
【０００９】
別の負荷平均化アプローチは、冗長な別の物理ディスクドライブ間での読取り処理の分割を含んでいる。冗長性は記憶システムを構成する際にもやはり考慮されるべきものであり、種々の記憶システムの実現のための重要な要因になってきている。１９９８年１０月６日に発行された米国特許第５，８１９，３１０号は、ミラーデータを記憶するための２つのデバイスコントローラと、関連ディスクドライブとを含むディスクアレイ記憶装置を備える冗長記憶システムを開示している。ディスクドライブの各々は論理ボリュームに分割されている。各デバイスコントローラは異なる読取り処理をもたらすことができ、対応するディスクドライブからデータを取り出す際に使用される読取り処理を確立する、対応テーブルを含んでいる。各ディスクコントローラは、対応テーブルを使用して適切な読取り処理を選択するために、また指定された論理ボリュームを含む適切な物理記憶装置からデータを転送するために、論理ボリュームを識別する読取りコマンドに応答する。
【００１０】
従って、このミラーシステムが実行される場合、単一の論理ボリュームを含む読取り処理は必ずしも単一の物理デバイスから生じるのではない。むしろ特定の論理ボリュームの異なる部分に対する読込みコマンドは、論理ボリューム中の予め選択されたトラックから読取るためのミラーデータのいずれか１つに向けることができる。このような処理を行うことによって、限定された負荷平均化がもたらされて、シークタイムが減少する。
【００１１】
他の冗長技法やストライプ技法は、論理ボリュームを、隣接する記憶場所のブロック内の個々の物理ドライブ上に格納されるサブボリュームに分割することによって、負荷を複数のドライブに亘って分散する傾向にある。しかし、物理ドライブが、複数の論理ボリューム、サブボリュームまたは隣接する記憶場所の他の形式のブロックを有していると、その最終的な結果は、物理ディスクドライブの全体については負荷を平均化しない場合がある。つまり、前述の参考文献のいずれも、現実の使用に基づく物理アドレス空間の動的再割り当てを提供する方法を開示も示唆もしていない。
【００１２】
一旦、動的再割り当てのための論理ボリュームが選択されると、交換またはスワップが、バッファのように作動するよう１つの物理ディスクドライバの未使用領域を選択することによって起こる。これは物理ディスク記憶装置または、動的予備物理ディスク記憶装置の未使用領域であってもよい。動的な予備部品としての汎用物理ディスク記憶装置は従来から知られている。別の環境において、図２のメモリ３３等のキャッシュメモリをバッファとして使用することが可能である。単一のバッファを使用する場合、並行コピーまたは他の転送手順は、（１）第１の論理ボリュームを第１の物理ディスク記憶装置からバッファへ、（２）第２の論理ボリュームを第１の物理ディスク記憶装置内の対応する領域へ、（３）論理ボリュームバッファを第２の論理ボリュームに含まれる第２の物理ディスク記憶装置内の領域へ移動できる。並行コピーまたは他の転送手順は、交換をオンラインで行うことを可能にするが、転送中に許容できない程の性能低下を起こす場合がある。
【００１３】
前述の米国特許出願番号０９／１４３，６８４で説明されるように、論理ボリュームはＢＣＶと同様に作動し、前述の米国特許出願番号０９／００２，４７８で説明されるように、このような交換を行うのに適合されうる。例えば、第１および第２の論理ボリュームが選択されると仮定すると、交換プロセスは、まず最初に、データを第１および第２の論理ボリュームから第１および第２のＢＣＶ論理ボリュームへそれぞれ転送できる。第１および第２の論理ボリュームを認識した後で、第２のＢＣＶ論理ボリュームの内容を新しいレコード、つまり旧第１の論理ボリュームへ転送し、ＢＣＶ論理ボリュームの内容を新しいレコード、つまり旧第２の論理ボリュームへ転送することで交換が完了する。
【００１４】
ＢＣＶ論理ボリュームとこのようなデバイスに関連する基本コマンドを利用するこのアプローチは、追加のオペレーションを必要とする。従って、特定のアプリケーションにおいては、通常の処理手順に著しい遅延を生じる場合があるので、すべてのユーザやアプリケーションソフトウエアに対し透過的に転送を行うことができない。さらに、従来のＢＣＶコマンド自体、特定の交換要求転送には容易に適合しないので、交換を行うプロセスは煩わしいものになる。
【００１５】
【発明が解決しようとする課題】
したがって本発明の目的は、複数の物理ディスク記憶装置の動的再割り当てをもたらし、各物理ディスク記憶装置上のロード要求のいかなる不均衡も減少させることである。
【００１６】
本発明の別の目的は、物理ディスク記憶装置と論理ボリュームの通常のオペレーションや、ユーザまたはアプリケーションソフトウエアに対し透過的に物理ディスク記憶装置上の論理ボリュームを動的に割り当てる方法を提供することである。
【００１７】
さらに本発明の他の目的は、簡単なプロセスを利用する、物理ディスク記憶装置の論理ボリュームの動的割り当てを提供することである。
【００１８】
さらに本発明の別の目的は、転送中に、論理ボリュームのための先存する冗長性を損なうことなく、ディスクアレイ記憶装置の論理ボリュームの動的割り当てを提供することである。
【００１９】
【課題を解決するための手段】
本発明の１つの態様によれば、それぞれ第１と第２のデータ処理識別を有する２つの論理ボリュームは、それぞれ、第１と第２の論理ボリュームと、第３と第４の論理ボリュームとのデータ交換パスを確立することで交換される。次に、第１と第２の論理ボリュームに対するＩ／Ｏ要求に応答して独立かつ同時に、第１と第２の論理ボリュームのデータは、第３と第４の論理ボリュームのデータにそれぞれコピーされる。次に、第１と第２の論理ボリュームは、それぞれ第２と第１のデータ処理識別を有するよう構成される。その後、第３と第４の論理ボリュームのデータは、それぞれ前記第２と第１の論理ボリュームに転送される。
【００２０】
本発明の別の態様によれば、第１のミラー論理ボリュームにミラーである第１の論理ボリュームに格納されたデータは、第２のミラー論理ボリュームにミラーである第２の論理ボリュームに格納されたデータと交換される。この方法は、それぞれ、第１と第２の論理ボリュームと、第３と第４の論理ボリュームとのデータ交換パスを確立し、次に第１と第２の論理ボリュームに対するＩ／Ｏ要求に応答して独立かつ同時に、第１と第２の論理ボリュームのデータを第３と第４の論理ボリュームのデータにそれぞれコピーする段階を備えている。コピーの終了と同時に、それぞれ、第１と第２の論理ボリュームは、第２と第１のミラー論理ボリュームにミラーに構成され、次に、第１と第２のミラー論理ボリュームセットは、それぞれ前記第２と第１の論理ボリュームに転送される。
【００２１】
請求の範囲は本発明の主旨を特に指摘し明瞭にクレームしている。本発明の種々の目的、利点および新規な特徴は、同一の引用符号が同一部分を表す添付図面と併せて、以下の詳細な説明を読むことで完全に明らかになる。
【００２２】
【発明の実施の形態】
図１は、ブロック図の形態で、典型的なデータ処理システム３０として、例えば、多数のデータ記憶システムつまり物理ディスク記憶装置３１Ａ、３１Ｂ、３１Ｃ、３１Ｄおよび３１Ｅと、キャッシュメモリ３３とを備えるシステムメモリ３２といったデータメモリシステムを含む、シメトリクス５５００シリーズの統合キャッシュディスクアレイを示している。この特定の実施形態において、データ処理システム３０は、対応する物理ディスク記憶装置３１Ａから３１Ｅの１つに接続された複数のデバイスコントローラ３４Ａ、３４Ｂ、３４Ｃおよび３４Ｅと、物理ディスク記憶装置に接続された他のコントローラを表すデバイスコントローラ３４Ｘとを含んでいる。各デバイスコントローラは、公知の基本構造または前記の米国出願番号０８／６５４，１４３で説明したミラーオペレーションと関連するより高度な構造を備えることができる。
【００２３】
デバイスコントローラ３４Ａは、ミラー論理ボリュームＭ１−ＬＶＡ、Ｍ１−ＬＶＢ、Ｍ１−ＬＶＣおよびＭ１−ＬＶＤに分割された、対応する物理ディスク記憶装置３１Ａとともに示されている。デバイスコントローラ３４Ｅは、ミラー論理ボリュームＭ２−ＬＶＡ、Ｍ２−ＬＶＢ、Ｍ２−ＬＶＣおよびＭ２−ＬＶＤを格納する別の物理ディスク記憶装置３１Ｅを制御する。物理ディスク記憶装置３１Ａおよび３４Ｅ内の論理ボリュームは、説明の目的上、同一サイズを持つものとする。しかし、物理ディスク記憶装置内のミラーおよび非ミラー論理ボリュームは異なるサイズであってもよい。例えば、物理ディスク記憶装置３１Ｂは２つの論理ボリュームＬＶＥおよびＬＶＦで表示されている。
【００２４】
ＬＶＥ論理ボリュームが物理ディスク記憶装置３１Ａ内の論理ボリュームと同一サイズであり、論理ボリュームＬＶＦが論理ボリュームＬＶＥのサイズの３倍の大きさであると仮定する。物理ディスク記憶装置３１Ｃは論理ボリュームＬＶＡと同一サイズの論理ボリュームＬＶＨの２倍の大きさを有する論理ボリュームＬＶＧを備えるように示されている。物理ディスク記憶装置３１Ｄは、論理ボリュームＬＶＩを備えており、これは論理ボリュームＬＶＪの３倍の大きさあり、ＬＶＪは論理ボリュームＬＶＡと同一サイズである。
【００２５】
さらに、１つの物理ディスク記憶装置内のミラー化論理ボリュームは、単一ミラーリング物理ディスク記憶装置上にミラー化されることを必要とする要求はない。例えば、ＬＶＪとＭ２−ＬＶＡ論理ボリュームの記憶場所は置き換えることができる。実際の運用においては、論理ボリュームの絶対的および相対的サイズや論理ボリュームの位置は変更できることは明らかである。
【００２６】
さらに、図１を参照すると、単一の処理装置つまりホスト３５、相互接続データアクセスチャネル３６およびホストアダプタ３７は、システムバス３８でシステムメモリ３２に接続する。典型的なデータ処理システム３０は、多重ホストアダプタを含んでおり並列にシステムバス３８に接続する。また、１つまたはそれ以上のホストが各ホストアダプタに接続している。
【００２７】
サービス処理装置つまりシステム管理コンソール４０は、追加の処理装置を含み、これはデバイスコントローラ３４Ａへの並列または他の通信リンクによって、典型的には１つ以上のデバイスコントローラ３４Ａ等のデバイスコントローラを経由して、システムバス３８に接続する。システム管理コンソール４０は、システムオペレータがデータ処理システム３０を構成、制御およびモニターするためのセットアップおよび診断プログラムを実行することを可能にする。本質的に、システム管理コンソール４０は、オペレータがホストアダプタ３７、デバイスコントローラ３４Ｂおよびシステムメモリ３２との通信を確立することを可能にする。種々のホスト、ディスクアダプタ、サービス処理装置管理システム間の通信の１つのアプローチが、前記の米国特許出願（代理人番号０７０７２１／９２９００１）で説明されている。
【００２８】
ホストアダプタ３７またはデバイスコントローラ３４Ａ、３４Ｂ等の構成要素がシステムメモリ３２にアクセスする前に、この構成要素はシステムバス３８へのアクセスを得る必要がある。従来のバスアクセスロジック４１は、これらの構成要素からアクセス要求信号を受け取り、所定の時間にその構成要素のただ１つのみにアクセスを認める。多種多様の公知の調停スキームは、多重処理装置とシステムメモリ３２等の共有システムメモリーとを用いるデータ記憶システムでの使用に適している。
【００２９】
図２のシステムメモリ３２は、付加的構成要素として、キャッシュメモリ３３内に記憶されたデータアドレスを含む指示を与える、キャッシュ・インデックス・ディレクトリ４２を含んでいる高速ランダムアクセス半導体メモリーであることが好ましい。好ましい実施形態において、キャッシュ・インデックス・ディレクトリ４２は、論理デバイス、シリンダおよびトラックのための階層テーブルとして構成される。システムメモリ３２はまた、データ構造４３および待ち行列４４のための領域を含む。システムメモリ３２の基本オペレーションはヤナイ他による１９９３年４月２７日に発行の米国特許第５，２０６，９３９号で説明されている。また、システムメモリ３２、特にキャッシュメモリ３３は永久キャッシュメモリーとして知られるメモリー領域を含むことができる。公知のように、データ構成要素は、それらが特別に消去されない限り永久キャッシュメモリー内に残る。
【００３０】
各々のホストアダプタと各々のデバイスコントローラとの調整は、システムメモリ３２、特にキャッシュメモリ３３を各ホストアダプタと各デバイスコントローラ間のバッファとして使用することによって単純化される。そのようなシステムは、例えば米国特許第５，２０６，９３９号で説明されている。そのようなシステムではキャッシュメモリ３３を管理する専用処理装置を備える必要がない。その代わりとして、ホストアダプタまたはデバイスコントローラの各々が、ホストアダプタ３７内のキャッシュ管理プログラム４５や、デバイスコントローラ３４Ａから３４Ｘの各々のキャッシュ管理プログラム４６Ａ、４６Ｂの１つといった、それぞれのキャッシュ管理プログラムを実行する。システム管理プログラム４７は、システム管理コンソール４０のために同様の機能を果たし、オペレータがシステムを構成するのを可能にする。キャッシュ管理プログラムの各々は、キャッシュ・インデックス・ディレクトリ４２にアクセスし、種々のコマンドを記憶するためにデータ構造および待ち行列をオペレーションする。さらに詳細には、ホストアダプタ３７内のキャッシュ管理プログラム４５は、ホスト３５からのデータをキャッシュメモリ３２に書込み、キャッシュ・インデックス・ディレクトリ４２を更新する。
【００３１】
さらに、各キャッシュメモリー管理部は統計量を収集する。キャッシュメモリ管理部４５は多数のパラメータに関する統計量を蓄積する。本発明の目的のためには、ホスト３５または接続ホストによって要求される読取り／書込みオペレーションの数が重要である。同様に、各々のデバイスコントローラ３４Ａ−３４Ｘ内の各々のキャッシュメモリ管理部４６Ａ−４６Ｘは、各接続物理ディスク記憶装置上ににある論理ボリューム用の統計値を収集する。システム管理コンソール４０内のモニタ５０は、これらのキャッシュメモリー管理部を統合して所定間隔で適切な統計値を得る。
【００３２】
前述のことから、論理ボリュームの負荷の全ての測定値に含まれるディスクオペレーションは、読取りおよび書込みオペレーションを含むことになる。読取りオペレーションはさらに読取りヒット、読取りミスおよびシーケンシャル読取りオペレーションに分類することができる。読取りヒットオペレーションは、読取るべきデータがキャッシュメモリ３３内にある場合に発生する。読取りミスは読取るべきデータがキャッシュメモリ３３内で利用できない場合に発生し、物理ディスク記憶装置から転送される必要がある。シーケンシャル読取りオペレーションは、アドレス指定された記憶場所から連続して生じる。
【００３３】
システムは２つのタイプの書込みオペレーションで作動する。第１のオペレーションは、ホスト３５からキャッシュメモリ３３へデータを転送する。第２のタイプは、キャッシュメモリ３３から物理ディスク記憶装置へデータを転送する。第２のタイプは、バックグラウンドモードで作動するので、データが物理ディスク記憶装置に書込まれる前に、ホスト３５は、ある記憶場所に何度もデータを書込むことが可能である。したがって、第２のタイプの書込みオペレーション回数は、通常第１のタイプの書込みオペレーション回数に合致せずそれよりも少なくなる。
【００３４】
このバックグラウンドで、本発明による論理ボリュームの物理ディスク上への適切な再割り当てを決定する１つの特定のプログラムをバックグラウンドに関して説明できる。如何なるプログラムも、各キャッシュメモリー管理部から周期的に統計量を取り出す性能モニタ５０が供給する情報に依存している。周期性は従来のサンプリング基準によって選択される。典型的な周期は１５分ないし３０分またはそれ以上である。統計量の各組がタイム・スタンプされて論理ボリュームによって蓄積されるので、読取りオペレーション回数、読取りヒット比率、シーケンシャル読取り比率およびテスト期間全体にわたる全読取りオペレーション回数が得られる。図１に示される１つの特定の負荷平均化プログラム５１が図２Ａおよび２Ｂにしたがって実行され、全体的にはステップ６０によって示される、収集されモニターされた性能から一対の論理ボリュームの再割り当てまたは交換が生成される。詳細には、解析を行うべき時であれば、決定ステップ６１として表示される待機ループは、ステップ６２の性能モニタ５０によってテスト期間に関係のある全ての統計量を取り出す制御に進む。
【００３５】
負荷平均化プログラム５１は、ステップ６３を使用して交換可能な論理ボリューム対のリストを判定する。このリストを判定する際に評価すべき幾つかの基準がある。まず第１に、交換可能論理ボリュームは同一サイズでなければならない。実際問題として殆どの論理ボリュームは比較的少数の物理サイズの１つから選択されることになる。第２に、交換される２つの論理ボリューム間の如何なる相互関係をも調査して、交換を不可能にする何らかの理由があるか否かを判定する必要がある。例えば、同一物理ディスク記憶装置上の論理ボリュームの交換は一般的に殆どもしくは全く効果がない。前述の米国出願番号０８／６５３．１５４で説明したミラーリングや他の冗長性は、利用可能かつ交換可能な論理ボリュームの対をさらに制限することがある。例えば、通常、ミラー論理ボリュームは、同一の物理ディスク記憶装置上には、なおさら同一のコントローラまたは隣接コントローラ上にある物理ディスク記憶装置上には存在することが不可能である。ＲＡＩＤ−５冗長性の場合、交換可能論理ボリューム対は通常同一のパリティー群内にある論理ボリュームに限られる。
【００３６】
図１の特定の実施例において、サイズに従えば、論理ボリュームＬＶＡないしＬＶＥ、ＬＶＨおよびＬＶＪは、全て可能性のある交換候補である。同様に、論理ボリュームＬＶＦとＬＶＩとは交換候補である。図２に示す特定の実施形態には、ＬＶＧと交換される候補としての論理ボリュームは無い。
【００３７】
機能的基準を使用すれば、物理ドライブ３１Ａ中の論理ボリュームＭ１−ＬＶＡと交換できる可能性のある論理ボリュームとして、ミラー交換が効果がないと仮定すると、論理ボリュームＬＶＥ、ＬＶＨおよびＬＶＪを挙げることができる。物理ディスク３１Ａ内の論理ボリュームＬＶＡを、物理ディスク３１Ｅ内のどの論理ボリュームＬＶＢないしＬＶＤと交換することも不可能であるが、この理由は、論理ボリュームＬＶＡの両ミラーが同一の物理ディスクドライブ上に存在できるからである。他の可能性のある論理ボリューム対としては、ＬＶＡ−ＬＶＨ、ＬＶＨ−ＬＶＪおよびＬＶＥ−ＬＶＪ対を挙げることができる。論理ボリュームＬＶＦおよびＬＶＩは、１つの交換可能対を規定する。つまり、この特定の実施形態においては、２７個の論理ボリュームの交換可能対が存在する。
【００３８】
図２Ａのステップ６４において、負荷平均化プログラムは、蓄積統計量および読取りヒット率を使用し、事前のテスト間隔にわたって各論理ボリュームに対する読取りミス値、シーケンシャル読取り値およびディスク書込み値を生成する。
【００３９】
ステップ６５において、負荷平均化プログラム５１は、各物理記憶装置ごとに合計した全アクセス回数または全加重アクセス活動値と、各物理記憶装置に関するその物理ディスク記憶装置上の各論理ボリュームに対する加重アクセス活動値とを識別するテーブルを構成する。この時点で、全平均物理アクセス活動値はまた、物理ボリュームアクセス活動値を合計して物理デバイス数で除することによって得ることができる。
【００４０】
図２Ａにおけるステップ６６が完了すると、制御は図２Ｂにおけるループ制御７１の下でループを形成するステップ６７および７０へ進む。特にステップ６７は図２Ａにおけるステップ６３で生成されたリストから１対の論理ボリュームを選択する。例えば、Ｍ１ＬＶＡとＬＶＥの対が選択されると仮定する。ステップ７０で、負荷平均化プログラム５１は、まるでそれら２つの論理ボリュームが交換されたかのように、各物理ディスクドライブごとの活動度を取得するために蓄積された統計量を利用する。このループはリスト中の全ての論理ボリューム対が評価されるまで継続する。一旦このことが起きると、制御はステップ７２に分岐して、以下の式に応じて各構成に対する統計的分散を定義する。
0003712932.tif 000002
【００４１】
すなわち、可能性のある構成について、負荷平均化プログラム５１のステップ７２は、論理ボリューム対を備えた物理ディスク記憶装置に対する平均アクセス活動値を決定し、各対が交換されたと仮定してステップ６５で得られた物理ドライブアクセス活動値からの差異を取得する。その後、ステップ６５は、各論理ボリューム対の交換に関する統計的分散を生成する。ステップ７３において負荷平均化プログラム５１は、最小統計的分散を生成する論理ボリューム対を選択する。前記の統計的分散を取得する処理は当業界では公知である。
【００４２】
その選択の後、論理ボリューム対の同一性が選択の予備テストに使用される。前述したように、モニタ５０は周期および記録時間ベースの離散的セットとしてデータを蓄積する。ステップ７４において負荷平均化プログラムは全テスト間隔を１つまたはそれ以上のサンプリング期間を含むサブ間隔に細分する。次に、各サブ間隔の、またはサブ間隔グループのアクセス活動値が決定される。物理ドライブで行われる交換に関するアクセス活動値が原活動値より小さければ、ステップ７５はステップ７６に分岐して交換を開始する。平均を超えるサブ期間が存在する場合、ステップ７７はアクセス活動値が許容可能限界内にあるか否かを判定する。もし限界内にあれば、ステップ７７内で交換が起きシステム内の構成テーブルが更新されて新しい構成を反映する。そうでない場合には交換は起きない。
【００４３】
図３には図１の回路の変更例が示されており、同一の要素には同一の引用符号が付与されている。図３の変更例は、基本的に、２つの特別に構成された論理ボリューム９１および９２を有するデバイスコントローラ９０等の、１つまたはそれ以上の付加デバイスコントローラを備えている。これらは前述の米国特許第０９／００２，４７８号に説明されているＢＣＶデバイス形式である。
【００４４】
これらのデバイスはデータ再割り当てボリューム（ＤＲＶ）と呼ばれ、ＢＣＶデバイスと区別される。これらはＢＣＶデバイスと同一のＥＳＴＡＢＬＩＳＨおよびＳＰＬＩＴコマンドに応答して作動する。本発明を理解する目的において主たる相違は、これらのデバイスは内部記憶ボリュームであってシステムオペレータのみがシステム管理コンソールつまりサービス処理装置４０を通じてアクセス可能であるという点にある。それらはユーザまたはアプリケーションが生成したＩ／Ｏ要求には直接利用できない。しかし、ユーザまたはアプリケーションに利用可能な論理ボリュームと対になる場合、それらはＢＣＶのように作用する。つまり、ユーザまたはアプリケーションが生成した書込み要求が論理ボリュームによって受信されると、その書込み要求は確立されたＤＲＶによって受信される。さらに、ＤＲＶ論理ボリュームは、従来のＢＣＶデバイスに組み込まれていない他のコマンドに応答する。
【００４５】
交換を行って論理ボリューム対を再割り付けする要求がある時、システム管理コンソールつまりサービス処理装置４０は、図４Ａまたは４Ｂで説明される手順を利用して、論理ボリュームの構成を制御する。図５Ａはそのような交換で使用される複数の論理ボリューム１００を表す。本発明の基本的なオペレーションを理解するためには、４つの物理ディスクドライブを考慮する必要がある。それらは物理ディスク記憶装置１０１、１０２、１０３および１０４を含んでいる。物理ディスク記憶装置１０１は、物理ディスク記憶装置１１０の一区域または一区画に格納されているＭ１ミラーである論理ボリュームＬＶ１、すなわちＬＶ１−Ｍ１論理ボリューム１０５を含む、３つの論理ボリュームを含むものとして示してある。この実施形態において、物理ディスク記憶装置１０１はまた、データをＬＶ２−Ｍ３論理ボリューム１０６およびＬＶ３−Ｍ１論理ボリューム１０７に記憶しているものとして示してある。物理ディスク記憶装置１０２は、ＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１１０、ＬＶ５−Ｍ１論理ボリューム１１１およびＬＶ６−Ｍ１論理ボリューム１１２を含んでいる。本発明では、ＬＶ１−Ｍ１論理ボリューム１０５およびＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１１０が関係する。
【００４６】
物理ディスク記憶装置１０３、１０４は、ＬＶｎおよびＬＶｐ論理ボリューム１１３、１１４を含んでいる。付加的記憶ボリュームが、物理ディスク記憶装置１０３上のボリューム１１５および物理ディスク記憶装置１０４上のボリューム１１６の形態で利用できる。論理ボリューム１１５、１１６も本発明にとって関係する。
【００４７】
図５Ａは、２つの付加的な物理ディスク記憶装置１２０、１２１を示している。これらはＬＶ１記憶ボリュームについての第２のミラー、すなわち物理ディスク記憶装置１２０上のＬＶ１−Ｍ２論理ボリュームと、ＬＶ４論理ボリュームについての第２のミラーとしての物理ディスク記憶装置１２１上にあるＬＶ４−Ｍ２論理ボリューム１２３とを含む物理ディスク記憶装置である。ＬＶ１−Ｍ１およびＬＶ１−Ｍ２ミラー論理ボリュームと、ＬＶ４−Ｍ１およびＬＶ４−Ｍ２ミラー論理ボリューム等のミラー論理ボリュームとの相互作用が分かる。これらのミラー論理ボリュームが示されている理由は、本発明が通常ミラー論理ボリュームで実行されるからである。しかし、本発明は非ミラー論理ボリュームの交換においても有用であることは明らかである。
【００４８】
再び図４Ａを参照すると、システムオペレータがシステム管理コンソールつまりサービス処理装置４０を介して交換を開始する場合、オペレータは、ＬＶ１−Ｍ１およびＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１０５、１１０等の、交換される論理ボリューム名を与える。システムオペレータはまた、図５Ａ中のＤＲＶ１およびＤＲＶ２ボリューム１１５、１１６として示されている、データ再配置ボリュームとして使用される２つの論理ボリュームを識別する。
【００４９】
そのようなデバイスにおいて、制御機能の多くは、種々のバージョンのマイクロコードで作動しているマイクロ処理装置によって実行される。最初に、ステップ１３０においてシステム管理４０は多数のテストを実行し、様々なオペレーション条件を照合する。ステップ１３０は、例えば必要ファイルの存在と利用可能性を決定し、交換に関連するマイクロプロセッサが適切なコードバージョンで作動していることを確認する。これらのテストは普通はパスできる。もしそうでなければ、図４Ａには示されていないエラーメッセ−ジが生成される。そのようなテストを行う種々のテストや手順は当業者には公知である。
【００５０】
ステップ１３１はサービス処理装置４０内の関連構成データをロックする。公知のようにロック処理は、特定のプログラム、この場合交換プログラム以外のプログラムがロックされた情報に影響を与えることができないようにする。このことにより、図４Ａおよび４Ｂ中の残りのステップは、他のプログラムが何らかの衝突を生じたり構成データを損なう可能性なしに生じることができる。
【００５１】
交換コマンドによって指定される種々の論理ボリュームもまた、ステップ１３２でテストされる。これらのテストは、例えばトラックテーブルの全てのビットトラック位置が有効であることの判定と、論理ボリュームが実行可能状態にあり、ユーザが論理ボリュームを用いたＢＣＶ確立オペレーションを要求されていないことの判定とを含んでいる。別のテストをこのテストに追加して、あるいは代替的に使用できる。いずれかのテストで異常があると、制御はステップ１３３から１３４へ進んでその状態を知らせる。全てのテストに合格すると、制御はステップ１３５へ進み、ここでも構成情報が不注意に変更されないように、論理ボリューム構成にロックを行う。その後、ステップ１３６がこの構成内の種々のハードウェア構成要素のテストを行い、適切な交換オペレーションを保証する。これらのテストはステップ１３０で行われたテストと適用範囲が類似している。
【００５２】
ステップ１３７はスワップされる２つの内部ディスクボリュームまたはデータ再配置ボリュームを識別する。図５の特定の実施例において、これらはＤＲＶ１およびＤＲＶ２論理ボリューム１１１５、１１６である。この処理における最善の一致は、ＤＲＶ１およびＤＲＶ２論理ボリューム１１１５、１１６等の選択された論理ボリュームが、交換される論理ボリューム、この場合ＬＶ１−Ｍ１およびＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１０５、１１０と良好に一致する場合に起こる。
【００５３】
選択処理は、他の規則に従うように要求されることもある。例えば、ＤＲＶ論理ボリュームは、同一論理ボリュームの別のミラーと同一のスピンドル上にある時は除外できる。この実施の形態において、ＤＲＶ１論理ボリューム１１５は物理ディスク記憶装置１２０上に置かれるべきではない。ＤＲＶ論理ボリュームは少なくとも交換される論理ボリュームと同一サイズであり、同一フォーマットである必要がある。この場合は、ＤＲＶ１論理ボリューム１１５はＬＶ１−Ｍ１およびＬＶ４−Ｍ１論理ボリュームと同一サイズであると想定されている。ＤＲＶ２論理ボリューム１１６は、代替的かつ許容可能なより大きい記憶容量を有しているものとして示されている。もしくは、ＤＲＶ２論理ボリュームを適当なサイズに構成して、物理ディスク記憶装置の残余部、または物理ディスク記憶装置の割り当てられていない部分を他の目的に利用することができる。
【００５４】
別のテストを行うと、ＤＲＶ１およびＤＲＶ２論理ボリューム１１５、１１６が、ＬＶ１−Ｍ２論理ボリューム１２２またはＬＶ４−Ｍ２論理ボリューム１２３に接続するメモリーバス等の、他のミラーと同一のメモリーバス上にないことを保証できる。特定の実施形態において、データ再配置ボリュームは同様に、他のミラーの２重ディスクアダプタまたはデバイスコントローラ上にないこと、または他のミラーと同一ディスクアダプタ上にないことを要求される場合がある。
【００５５】
これらの全ての条件または別の条件が満たされると、ステップ１４０はステップ１４１に進む。そうでなければエラー状態が存在しているので、ステップ１４２に進んで適切なエラーメッセージを発生する。
【００５６】
制御はステップ１４１へ進み、関連する物理ディスク記憶装置および論理ボリューム構成は図５Ａに示されている。図４Ａのステップ１４１は、ＥＳＴＡＢＬＩＳＨコマンドを各々の論理ボリューム対へ送る。第１の対はＬＶ１−Ｍ１およびＤＲＶ１論理ボリューム１０５、１１５を含み、第２の対はＬＶ４−Ｍ１およびＤＲＶ２論理ボリューム１１０、１１６を含む。
【００５７】
本発明の出願人の特定の実施において、各論理ボリュームはデバイスヘッダを含み、各デバイスヘッダは４つのミラーまでのトラックテーブルを含む。各トラックテーブルは有効に２次元行列を定義し、各コラムは多数の論理ボリュームミラーＭ１、Ｍ２、Ｍ３およびＭ４の１つを表す。各行は論理ボリュームのトラックに対応する。前述の米国特許出願番号０８／８４２，９５３で説明されるように、ＥＳＴＡＢＬＩＳＨコマンドは、ＬＶ１論理ボリューム１０５についての１つの論理ボリュームミラー（例えばトラックテーブルのＭ３コラム中のビット位置）を無効状態に割り当てることによって作動する。第２のＥＳＴＡＢＬＩＳＨコマンドは、同一機能をＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１１０およびＤＲＶ２論理ボリューム１１６に対して実行する。２つのＥＳＴＡＢＬＩＳＨコマンドに関し、ＬＶ１−Ｍ１論理ボリューム１０５とＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１１０とに関連づけされた、ディスクアダプタとも呼ばれる、各々のデバイスコントローラのコピープログラムは、それらのそれぞれのＭ３トラックステータスビットをテストする。各々の無効ビットに対して、コピープログラムは対応するトラック内のデータをＤＲＶ１およびＤＲＶ２論理ボリューム１１５、１１６の適切な１つに転送する。２つのＥＳＴＡＢＬＩＳＨコマンドは本質的に同時に送出でき、２つのＤＲＶ論理ボリュームへのデータの転送が同時に起こることは明らかである。
【００５８】
ＢＣＶデバイスについて、これらの転送は、ユーザまたはアプリケーション・ソフトウェアが生成した入出力要求によるＬＶＩおよびＬＶ４へのデータ転送と並行かつ同時に起きる。つまり、このオペレーションは、ユーザまたはこれらの論理ボリューム内のデータを利用するアプリケーション・ソフトウェアのオペレーションに対して如何なる妨害も起こさない。図５Ｂは、ＥＳＴＡＢＬＩＳＨコマンドに応答するこれらの転送を示している。
【００５９】
この処理を通じ信頼性に関するデータ冗長性の原レベルは同じままであることは明らかである。すなわち、ＬＶ１論理ボリューム内のデータが２つのミラーにコピーされる本実施形態において、ＬＶ１論理ボリューム内のデータは、ＥＳＴＡＢＬＩＳＨ処理の間、論理ボリューム１０５、１２２内にコピーされたままである。同期状態になるとすぐに、第３のデータのコピーがＤＲＶ１論理ボリューム１１５上に現れる。
【００６０】
同期が生じると、ステップ１４３は制御を図４Ｂのステップ１４４に進める。同期は１４４で始まる後続のステップに進むのを可能にするイベントの例である。処理のこの時点で行われる補足的または付加的なテストといった、他のイベントも同様に使用できる。
【００６１】
ステップ１４４は、交換を行うのに必要な種々の通信経路をテストする。これはホスト処理装置に依存しているオペレーションまたはテストを含むことができる。他のテストは、システム管理４０、システムと関連づけされた種々のデバイスコントローラまたはディスクアダプタ内に配置されたデータを含むことができる。前述の米国特許出願（代理人番号１０７０７２／９２９００１号）に示されるように、システム管理コンソール４０と種々のディスクアダプタとの間の通信は、メールボックスを通じて行われる。ステップ１４４におけるテストはまた、メールボックスが正確に割り当てられ、再構成をもたらすのに必要な別の処理が適切に行われることを保証する。遭遇する問題はエラーメッセ−ジを発生するが、図４Ｂにはそのようなエラーメッセージの発生は示されていない。
【００６２】
全ての事前テストが完了すると、ステップ１４５は、ＬＶ１−Ｍ１およびＬＶ４−Ｍ１論理ボリュームに対応する論理ボリュームを、図５Ｃに示すように作動不可能状態にセットする。結果として、ＬＶ１およびＬＶ４論理ボリュームに対する書込みオペレーションはそれぞれＤＲＶ１およびＤＲＶ２ボリューム１１５、１１６に経路を定められるが、論理ボリューム１０５および１１０内のデータの更新はしない。しかし、論理ボリューム１０５および１１０が作動可能でなくても、冗長性の原レベルは維持される。
【００６３】
特定の実施例において、符号１０５で表された物理ディスク記憶装置１０１のそこの部分は新しいＬＶ４−Ｍ１論理ボリュームとして構成され、一方物理ディスク記憶装置１０２上の部分１１０は新しいＬＶ１−Ｍ１論理ボリュームとして構成される。ステップ１４６は、種々のディスクアダプタやコントローラに転送するために、新しい構成情報をメールボックスにロードすることによって新しい構成を確立する。
【００６４】
次にステップ１４７は、如何なる動的ミラーサービス処置も無効にする。本発明と同じ出願人に譲渡されている１９９８年１０月６日発行の米国特許第５，８１９，３１０号に基づいて、動的ミラーサービス処置は異なる論理ボリュームからデータを読取る方法を決定する。簡単なアプローチの場合には、一番目のトラック上のデータはＬＶ１−Ｍ１論理ボリュームから読取ることができる、他のトラック上のデータは、物理ディスク記憶装置１２０上のＬＶ１−Ｍ２論理ボリュームから読取ることができる。ステップ１４７は、そうしなければ動的ミラーサービス処置に対する変更が再構成プロセスの間に試みられて生じるであろう、如何なる衝突も避ける目的でこの処置を無効にする。
【００６５】
次にステップ１５０は、新しい構成情報をロードし、動的ミラーサービス処置を可能にする。ステップ１５１は、それぞれ新しいＬＶ１−Ｍ１および新しいＬＶ４−Ｍ１論理ボリュームについてのトラックテーブルのＭ１−Ｍ４カラムの対応するものの中の全てのビット位置を無効状態にセットする。
【００６６】
ＤＲＶ１論理ボリューム１１５または新しいＬＶ１−Ｍ１論理ボリューム１１０と関連するコピープログラムは、図５Ｄ中の矢印１５２によって示されるように、物理ディスク記憶装置１０２上の新しく構成されたＬＶ１−Ｍ１論理ボリューム１１０へデータを転送する。ＤＲＶ２論理ボリューム１１６または新しいＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１０５と関連する別のコピープログラムが、矢印１５３によって示されるように、物理ディスク記憶装置１０１上の新しく構成されたＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム１０５へデータを転送する。
【００６７】
図４Ｂを参照すると、ステップ１５４は全てのデータがコピーされるまでこのデータ転送をモニターする。これが生じると、もともとこのデータのために２つミラーがあると想定すると、ＬＶ１およびＬＶ４論理ボリュームの各々に再び３つのデータが存在する。
【００６８】
次いでステップ１５５はＤＲＶ論理ボリュームを分割するので、それらはユーザまたはアプリケーションが生成したソフトウェアからのＩ／Ｏ要求に対する更なる応答から切り離される。このステップで、図５Ｅに示されるように、ＬＶ１およびＬＶ４論理ボリュームに対するＭ１ミラー内のデータは交換される。ＬＶ１−Ｍ１論理ボリュームデータは現今物理ディスク記憶装置１０２の位置１１０内にあり、一方でＬＶ４−Ｍ１論理ボリューム内のデータは現今物理ディスク記憶装置１０１の論理ボリューム１０５内にある。分割が起きた後、ステップ１５６はロックを、特にステップ１３１および１３２の間に提供されたロックを移動して、処理によって課された制限を解除する。その後、システム管理コンソール４０によって交換処理に関連を持たされた全てのオペレーションが終了する。
【００６９】
要約すると、前述の説明は、複数の物理ディスクドライブを備える磁気ディスク記憶装置における負荷の平均化に関する種々の方法および装置を特徴づけるものである。典型的に、各々のディスクドライブは、複数の論理ボリュームに分割されている。発生する読取り、書込みおよび順次プリフェッチ読取オペレーションの統計量が、時間の関数として少なくとも解析間隔に亘って維持される。このデータは、ディスク利用情報を提供し、この情報は、論理ボリューム交換に関する２つの候補の選択に利用できる。一対のものが選択されると、図４Ａと４Ｂの手順により、通常の処理オペレーションに対して最小限の割込みで交換が可能になりる。
【００７０】
前記の説明は、本発明を、論理ボリュームと呼ばれる既知のサイズの物理ディスク記憶装置上の隣接する記憶位置のブロックに構成されたデータという観点から検討している。しかし、本発明は他のデータ構成にも適用可能である。例えば、アプリケーションによっては、論理ボリュームは複数の物理ディスク記憶装置に亘って分散された一連のサブボリュームに分割されることもある。そのような分割は冗長性および回復目的または負荷分散目的のために行うこともできる。各ブロックは論理ボリューム、サブボリュームまたは他のグループ化であっても、所定サイズの隣接記憶位置のブロックを構成する。逆にかつ結果的に、ブロックは単一の論理ボリューム、サブボリュームあるいは他のグループ化されたものでもよい。
【００７１】
本発明は特定の実施形態について開示されている。本発明を逸脱することなく開示された装置に対して多数の変更を行うことができることは明らかである。したがって、請求の範囲は、全てのそのような変更や修正が本発明の真の精神と範囲内に含まれるものとしてカバーすることが意図されている。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明を実現する特定のデータ処理システムのブロック図である。
【図２Ａ】本発明による論理ボリューム交換用の１つの手順を表すフローチャートである。
【図２Ｂ】本発明による論理ボリューム交換用の１つの手順を表すフローチャートである。
【図３】別の形式のデータ交換を提供する別の特定のデータ処理システムのブロック図である。
【図４Ａ】本発明による論理ボリューム交換のための手順を表すフローチャートである。
【図４Ｂ】本発明による論理ボリューム交換のための手順を表すフローチャートである。
【図５Ａ】交換ステージをグラフ形式で示すものであり、図４Ａと４Ｂの手順を理解する上で有用である。
【図５Ｂ】交換ステージをグラフ形式で示すものであり、図４Ａと４Ｂの手順を理解する上で有用である。
【図５Ｃ】交換ステージをグラフ形式で示すものであり、図４Ａと４Ｂの手順を理解する上で有用である。
【図５Ｄ】交換ステージをグラフ形式で示すものであり、図４Ａと４Ｂの手順を理解する上で有用である。
【図５Ｅ】交換ステージをグラフ形式で示すものであり、図４Ａと４Ｂの手順を理解する上で有用である。
【図１】
0003712932.tif 000003
【図２Ａ】
0003712932.tif 000004
【図２Ｂ】
0003712932.tif 000005
【図３】
0003712932.tif 000006
【図４Ａ】
0003712932.tif 000007
【図４Ｂ】
0003712932.tif 000008
【図５Ａ】
0003712932.tif 000009
【図５Ｂ】
0003712932.tif 000010
【図５Ｃ】
0003712932.tif 000011
【図５Ｄ】
0003712932.tif 000012
【図５Ｅ】
0003712932.tif 000013