(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
データ処理システム内で相互に接続された複数の物理ディスク記憶装置の活動を平均化させるデータ交換方法であって、前記物理ディスク記憶装置の少なくとも２つは、データを記憶するために複数のブロックに分割され、各ブロックについての時間間隔にわたるディスクアクセス統計値を、ディスク読取り/書込み操作により課せられる現実の負荷を反映する値に編集し、
(A)交換可能なブロック対として可能性のある構成をすべてリストに定義し、
(B)前記編集されたディスクアクセス統計値に基づくデータ交換のために、異なる前記物理ディスク記憶装置に存在する第１及び第２のブロックを有する交換可能な１つのブロック対を前記リストから選択し、
(C)前記データ処理システムの操作とは独立して、前記選択された第１のブロック及び第２のブロック内のデータを交換する、ことを特徴とする方法。
【請求項２】
前記第１および第２のブロックのいずれかを記憶することのできる第３のブロックを定義する第３の物理ディスク記憶装置を含み、前記データを交換することが前記第３のブロックを介してデータを第１及び第２のブロックの一つに転送することを特徴とする請求項１記載のデータ交換方法。
【請求項３】
前記データを交換するステップが、
i)第１のブロック内のデータを第３のブロックへ転送し、
ii)第２のブロック内のデータを第１のブロックへ転送し、
iii)第３のブロック内のデータを第２のブロックへ転送する、各ステップをこの順序で含む請求項２記載のデータ交換方法。
【請求項４】
前記データ処理システムは、前記第１及び第２のブロックのいずれかを記憶することのできる第４のブロックを有するさらに別の第４の物理ディスク記憶装置を含み、前記データを交換することが第１および第２のブロックのデータを第３および第４のブロックを介して転送することを特徴とする請求項２記載のデータ交換方法。
【請求項５】
前記データを交換することが、
i)最初に、第１および第２のブロック内のデータをそれぞれ第３および第４のブロックへ転送し、
ii)その後に、第３および第４のブロック内のデータをそれぞれ第２および第１のブロックへ転送することを特徴とする請求項４記載のデータ交換方法。
【請求項６】
前記データを交換することが、
i)第１および第２のブロック内のデータを同時的にそれぞれ第３および第４のブロックへ転送し、
ii)その後に、第３および第４のブロック内のデータを同時的にそれぞれ第２および第１のブロックへ転送することを特徴とする請求項４記載のデータ交換方法。
【請求項７】
前記同時的にデータを転送するステップが、
i)第１および第３のブロック間、および第２および第４のブロック間の同期のために、第３および第４のブロックへの同時的な転送を監視し、
ii)前記監視するステップが同期の発生を示した後に、第３および第４のブロックからデータを同時的に第２および第１のブロックへ転送することを開始することを特徴とする請求項６記載のデータ交換方法。
【請求項８】
前記物理ディスク記憶装置上の第１および第２のブロックが異なる物理ディスク記憶装置上の第１および第２の論理ボリュームにより構成され、そして第３および第４のブロックが他の物理ディスク記憶装置上の第１および第２のバッフアボリュームにより構成されている請求項４記載のデータ交換方法。
【請求項９】
前記物理ディスク記憶装置が、少なくとも二つの物理ディスク記憶装置との転送を制御する少なくとも二つのディスクアダプタを持ったディスクアレイ記憶装置を構成しながら、前記物理ディスク装置の各データブロックが論理ボリュームによって構成され、
前記第３及び第４の物理ディスク記憶装置のそれぞれが前記第１及び第２の論理ボリュームの１つを格納することができる継続ボリュームを含み、
i)前記第１及び第２の論理ボリュームのデータを、それぞれ前記第３及び第４の物理ディスク記憶装置の継続ボリュームにデータ転送するための接続を確立し、且つ同時に、前記第１の物理記憶装置に向けられた第１のI/O要求、及び前記第２の物理記憶装置に向けられた第２のI/O要求に応答して、前記第１及び第２の論理ボリュームにデータ転送するための接続も確立し、
ii)データ転送が完了すると、前記第１のI／O要求及び第２のI／O要求を、前記第３及び第４の物理ディスク記憶装置の継続ボリュームに向けてそれぞれ行先変更し(redirecting)、
iii)前記各I／O要求が前記継続ボリュームに向けられる一方で、前記第３及び第４の物理ディスク記憶装置の継続ボリューム内のデータを、それぞれ前記第２及び第１の論理ボリュームにデータ転送し、
iv)データ転送が完了すると、前記第１のI／O要求及び第２のI／O要求を、前記第２及び第１の論理ボリュームに向けてそれぞれ行先変更し、
これにより、前記第１及び第２の論理ボリューム内のデータが交換される、ことを特徴とする請求項４に記載のデータ交換方法。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】
本発明は、一般にデータ処理システム内の資源の管理に関する。より詳細には、本発明は、ディスクアレイ記憶装置の管理に関する。
【０００２】
【従来の技術】
現在、多くのデータ処理システムがディスクアレイ記憶装置を有している。これらの装置のそれぞれは、論理ボリュームに構成された複数の物理ディスクを有する。これらの装置上のデータは命令、特に１またはそれ以上のホストプロセッサからの読出しおよび書込み命令、に応答するさまざまな入力／出力制御プログラムを介してアクセス可能である。
【０００３】
本発明の譲受人より商業的に入手可能なシンメトリクス５５００シリーズ統合キヤシュディスクアレイは、このようなディスクアレイ記憶装置の一例である。この特定のアレイは、複数の物理ディスク記憶装置またはドライブを有し、１テラバイトまでまたはそれ以上の大量のデータを記憶する能力を有する。このような資源の管理は大変重要になる。なぜならば、このようなアレイの非効率的な利用能力はデータ処理システム全体の性能に顕著に影響を与える。
【０００４】
一般に、直接アクセス記憶装置の初期化の際に、システム管理者が記憶されるデータセットのある特性を決定する。この特性は、データセットの大きさおよびボリューム名そしていくつかのシステムにおいては複数ホストプロセッサシステム内の特定ホストプロセッサと論理ボリュームとの間の対応を含む。従って、システム管理者はこの情報を用いてさまざまなデータセットを物理的に異なる装置にわたって配分して、これにより複数のアプリケーションによる物理装置の同時的使用を回避できる期待をもってディスクアレイ記憶装置を構成する。しばしば、この限られた情報に基づいた配分は不適切かまたは不適切になる。これが発生すると、元の構成は全体のデータ処理システムの性能を劇的に劣化させる。
【０００５】
この問題を解決する一つの手法は、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操作を解析しそしてそのデータセットの適切な位置を決定することを提案する。例えば、Hartungらへの米国特許第４，６３３，３８７号は、ホストが複数の記憶デイレクタを介して複数ディスク記憶ユニットを動作する複数ユニットデータ処理システム内の負荷バランスについて開示している。この手法に従えば、最も忙しくない記憶デイレクタがより忙しい記憶ディレクタからなすべき仕事を要求する。より忙しい記憶デイレクタは仕事を送るユニットとして仕事を要求しているかまたは最も忙しくない記憶デイレクタへ仕事を供給する。
【０００６】
McBrideらへの米国特許第５，２３９，６４９号は、長く走るアプリケーションの際にチャンネル経路上の負荷をバランスするシステムを開示している。この負荷をバランスする方法に従えば、ボリュームの選択はまず要求しているホストと親和性を有するものから選ばれる。接続されたそれぞれのチャンネル経路を横断する負荷も計算される。計算は、異なるアプリケーションから生ずる負荷の異なる大きさを説明するためそして数少ない未使用のチャンネル経路に接続されたボリュームを選択するために重み付けられる。最適なボリュームは次に処理されるべきボリュームとして選択される。各チャンネル経路上の監視されている負荷は新しく選択されたボリュームに付随した負荷を含むように更新される。処理されているボリュームに付随する負荷は接続されているそれぞれのチャンネル経路にわたって等しく分配されていると仮定される。次のボリュームの選択はその更新された負荷情報に基づいてなされる。この方法は、残りのボリュームの処理のためにその後の選択の際に素早く続けられる。
【０００７】
Pageらへの米国特許第３，７０２，００６号は、多重タスク可能なデータ処理システムにおける負荷バランスを開示している。総計は、連続した割当ルーチン間の時間間隔中に各Ｉ／Ｏ装置が各タスクによりアクセスされる回数を用いてなされる。各割当の際に、総計と時間間隔を用いて解析が行なわれ、現在のタスクによる各装置の使用が推測される。割当てられているタスクによる予期される使用についても推測が行われる。推測された現在のおよび予期される使用は、バランスされたＩ／Ｏの活動を達成するために最も使用されていないＩ／Ｏ装置にデータセットを割当てるための基礎として考慮され、そして使用される。
【０００８】
上記の文献のそれぞれは、データセットについての推測または明確な知識に基づいて個別のデータセットについて特定の位置を選択することにより、負荷のバランスを達成するシステムを開示している。マニュアルで再構成しなければ、個別のデータセットは与えられた物理ディスク上にとどまる。これらシステムのどれも、ディスクアレイ記憶システム内で既存のデータセットをダイナミックに再割当てまたは構成することにより、負荷バランスを実現することを示唆していない。
【０００９】
別の負荷バランスの手法は、冗長で異なる物理ディスクドライブ内で読出し操作を分割することを含む。冗長さは、記憶システムの構成においても考慮されなければならないさまざな記憶装置の構築の大きな要素となっている。
【００１０】
米国特許番号（出願番号０８／６５３，１５４、１９９６年５月２４日出願）は、ミラー（同一）のデータを記憶するため、二つの装置コントローラと関連するディスクドライブとを含んだ開示されたディスクアレイ記憶装置を持つこのような冗長な記憶システムを開示している。各ディスクドライブは論理ボリュームに分割されている。各装置コントローラは異なる読出し処理を実行でき、対応するディスクドライブからデータを読み出すのに使用する読出し処理を確立する対応表を含んでいる。各ディスクコントローラは、論理ボリュームを識別する読出し命令に適当な読出し処理を選択するために対応表を使用し、そして指定された論理ボリュームを含む適当な物理記憶ボリュームからのデータを転送することにより応答する。
【００１１】
従って、このミラーリング・システムが構築される時、単一の論理ボリュームを含んだ読出し操作は必ずしも単一の物理装置からは生じない。むしろ、特定の論理ボリュームの異なる部分への読出し命令は、論理ボリューム内のあらかじめ選択されたトラックから読み出すためミラーのいづれかの一つに指向される。このような操作を可能にすることで限定された負荷バランスを提供でき、そしてシーク時間を減少できる。
【００１２】
他の冗長性の技術およびストライピング技術は、一つの論理ボリュームを個別の物理装置上で隣接した記憶領域のブロック内に記憶されるサブ・ボリュームに分割することにより、負荷を複数の物理ドライブに分布する傾向を有することができる。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領域のブロックの他の形式を有する時、真の効果は物理ディスクドライブの全体に関して負荷をバランスしないであろう。したがって、前述の文献のいづれも、現実の使用に基づいて物理的アドレス空間のダイナミックな再割り当てを提供する方法を開示または示唆していない。
【００１３】
【発明の開示】
従って、本発明の一つの目的は、ディスクアレイ記憶装置の動的な再割当を提供することである。これにより、ディスクアレイ記憶装置内において隣接した記憶位置の複数のブロックを持った各物理装置上の負荷要求の不均衡を減少する。
【００１４】
本発明の他の目的は、物理装置が異なる大きさの隣接した記憶位置のブロックを記憶することのできるディスクアレイ記憶装置における負荷の均衡を提供することである。
【００１５】
本発明によれば、負荷のバランス操作はある任意の時間間隔、典型的には１日またはそれ以上の日数の時間間隔後、で発生する。この時点までに、さまざまな読出し及び書込み統計が隣接する記憶位置の異なるブロックについて蓄積される。そして編集されたデータが、交換するための二つのブロックの候補を選択するために使用されて、その後に選択された論理ブロック内でデータを交換する。
【００１６】
本発明の別の観点に従えば、複数の物理ディスク記憶装置上にデータを記憶するために、少なくとも二つの物理ディスク記憶装置が複数の論理ボリュームに分割されているデータ処理システムにおける複数の物理ディスク記憶装置に関して、負荷のバランス活動が生ずる。データ処理システムは、いづれの論理ボリュームを記憶することのできる他の物理ディスク記憶装置上に第１および第２バッフアボリュームを追加的に含む。ディスクアクセス統計は、ある時間間隔にわたって全ての論理ボリュームについて編集される。これらの統計は、交換されるべき異なる物理ディスク記憶装置上の第１および第２論理ボリュームを編集されたディスクアクセス統計に基づいて選択するために用いられる。一旦、選択が行われると、選択された第１および第２論理ボリューム内の（１）データは、第１および第２バッフアボリュームを介しての転送により交換される。
【００１７】
特許請求の範囲の請求項が、本発明の主題を特別に指摘し且つ明確にクレームしている。本発明の新規な特徴点、さまざまな目的、および効果は以下の詳細な記述を同様な部分に同様な参照符号を付した添付図面と一緒に読むことにより完全に理解できる。
【００１８】
【発明の最良の実施の形態】
図１は、典型的なデータ処理システム３０としての、シンメトリクス５５００シリーズ統合キヤシュディスクアレイをブロック図で示す。このディスクアレイ３０は、いくつかのデータ記憶装置または物理ディスク記憶装置３１Ａ、３１Ｂ、３１Ｃ、３１Ｄおよび３１Ｅを例示として有し、キヤシュメモリ３３を持ったシステムメモリ３２を有する。この特定の実施形態では、システム３０は、対応する物理ディスク記憶装置３１Ａから３１Ｅの一つに接続されたいくつかの装置コントローラ３４Ａ、３４Ｂ、３４Ｃ、３４Ｄおよび３４Ｅと、これに加えて他のコントローラを代表しそして物理ディスク記憶装置に接続される装置コントローラ３４Ｘとを含む。各装置コントローラは、既知の基本的構造または上記の米国特許（出願シリアル番号０８／６５４，１４３）に記載されているようなミラー操作に付随するより洗練された構造を有してもよい。
【００１９】
装置コントローラ３４Ａは、ミラー論理ボリュームＭ１−ＬＶＡ、Ｍ１−ＬＶＢ、Ｍ１−ＬＶＣおよびＭ１−ＬＶＤに分割された付随する物理ディスク記憶装置３１Ａと一緒に示されている。装置コントローラ３４Ｅは、ミラー論理ボリュームＭ２−ＬＶＡ、Ｍ２−ＬＶＢ、Ｍ２−ＬＶＣおよびＭ２−ＬＶＤを記憶する他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３１Ｅ内の論理ボリュームはこの説明の目的のために同じ大きさを持っていると仮定する。しかし、物理ディスク記憶装置内のミラーまたは非ミラー論理ボリュームは異なる大きさを持つことができる。例えば、物理ディスク記憶装置３１Ｂは二つの論理ボリュームＬＶＥおよびＬＶＦを持つように示されている。
【００２０】
ＬＶＥ論理ボリュームは物理ディスク３１Ａ内の論理ボリュームと同じ大きさを持つと仮定する。そして論理ボリュームＬＶＦは論理ボリュームＬＶＥの３倍の大きさを持つと仮定する。物理ディスク記憶装置３１Ｃは、論理ボリュームＬＶＡと同じ大きさを持った論理ボリュームＬＶＨとその２倍の大きさを持った論理ボリュームＬＶＧと一緒に示されている。物理ディスク記憶装置３１Ｄは、論理ボリュームＬＶＡと同じ大きさを持った論理ボリュームＬＶＪとその３倍の大きさを持った論理ボリュームＬＶＩを有する。
【００２１】
さらに、一つの物理ディスク記憶装置内のミラー論理ブロックは、単一のミラーリング物理ディスク記憶装置上にミラー（複製）される必要性はない。例えば、ＬＶＪおよびＭ２−ＬＶＡ論理ボリュームの位置は相互に交換できる。後で明らかになるように、実際の使用においては、論理ボリュームの絶対および相対的サイズおよび論理ボリュームの位置は変わる。
【００２２】
さらに図１を参照すると、単一のプロセッサまたはホスト３５と、相互接続データアクセスチャンネル３６と、ホストアダプター３７がシステムバス３８を介してシステムメモリ３２に接続している。典型的なデータ処理システム３０はシステムバス３８に平行に接続する複数のホストアダプタを含んでもよい。１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もよい、
【００２３】
システム管理コンソール４０は、典型的には１または複数の複数の装置コントローラを介してシステムバス３８に接続する追加のプロセッサを含む。この装置コントローラは、たとえばシリアルによる装置コントローラ３４Ａまたは他のコミュニケーションリンクなどによる装置コントローラ３４Ａである。システム管理コンソール４０は、データ処理システム３０の構成、制御および性能を監視するための設定および診断プログラムをシステムオペレータが走らすことを可能にする。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、装置コントローラ３４Ｂおよびシステムメモリ３２と通信を確立することを可能にする。
【００２４】
たとえばホストアダプタ３７または装置コントローラ３４Ａおよび３４Ｂのようないかなるコンポーネントがシステムメモリ３２にアクセスできる前に、そのコンポーネントはシステムバス３８へのアクセスを得なければならない。通常のバスアクセスロジック４１はこれらコンポーネントからアクセス要求信号を受けて、いかなる与えられた時間においてもそのような一つのコンポーネントのみにアクセスを許可する。広い範囲のさまざまな既知のアービトレーション方法が、システムメモリ３２のような共有システムメモリと複数のプロセッサを使用したデータ記憶システムの使用に適している。
【００２５】
好ましくは、図２のシステムメモリ３２は高速ランダムアクセスメモリであり、追加の要素としてキヤシュメモリ３３内に記憶されているデータのアドレスを含んだ指示を提供するキヤシュ索引デイレクトリイ４２を含む。好ましい実施形態において、キヤシュ索引デイレクトリイ４２は論理装置、シリンダー、およびトラックについてのテーブルの階層として組織される。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の基礎的な操作は、１９９３年４月２７日に発行されたYanaiらへの米国特許第５，２０６，９３９号に記載されている。システムメモリ３２、特にキヤシュメモリ３３はパーマキヤシュメモリと知られているメモリ領域を含んでもよい。良く知られているように、パーマキヤシュメモリ内のデータ要素は特に削除されなければパーマキヤシュメモリ内にとどまる。
【００２６】
各装置コントローラと各ホストアダプタの協働作業は、システムメモリ３２を使用することで単純化される。特に、各ホストアダプタと各装置コントローラとの間のデータ転送のバッフアとしてキヤシュメモリ３３を使用することで単純化される。このようシステムは、例えば米国特許第５，２０６，９３９号に記載されている。このようなシステムでは、キヤシュメモリ３３を管理するための専用のプロセッサを設ける必要が無い。この代わりに、各ホストアダプタまたは装置コントローラが、たとえばホストアダプタ３７内のキヤシュ管理プログラム４５の一つおよび各装置コントローラ３４Ａから３４Ｘ内のキヤシュ管理プログラム４６Ａおよび４６Ｂなど、それぞれのキヤ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は４７は、システム管理コンソール４０について同様の機能を実行し、オペレータがシステムを構成することを可能にする。各キヤシュ管理プログラムはキヤシュ索引デイレクトリイ４２にアクセスしてそしてさまざまな命令を記憶するためにデータ構造および待ち行列と共に動作する。さらに詳細に説明すると、ホストアダプタ３７内のキヤシュ管理プログラム４５はホスト３５からのデータをキヤシュメモリ３２内に書き込みそしてキヤシュ索引デイレクトリイ４２を更新する。
【００２７】
これに加えて、各キヤシュメモリ管理は統計を集める。キヤシュメモリ管理４５は、いくつかのパラメータに関する統計を蓄積する。本発明の目的のためには、ホスト３５により要求された読出しおよび書込み操作の回数または接続されたホストの数が重要である。同様に、各装置コントローラ３４Ａから３４Ｘ内の各キヤシュメモリ管理４６Ａから４６Ｘは接続された各物理ディスク記憶装置上の論理ボリュームについての統計を集める。システム管理コンソール４０内のモニター５０はこれらキヤシュメモリ管理を統合して、与えられた時間間隔において適当な統計を得る。
【００２８】
上述から、論理ボリュームのどんなローディングについても含まれるディスク操作は、読み出し操作および書込み操作を有する。読出し操作は、さらに読出しヒット、読出しミス、および順次読出し操作に分類することができる。読出しヒット操作は読み出されるべきデータがキヤシュメモリ３３内に存在する時に発生する。読出しミスは、読み出されるべきデータがキヤシュメモリ３３内に無くて物理ディスク記憶装置から転送されなければならない時に発生する。順次読出し操作は、順次にアドレスされる記憶位置から発生する操作である。
【００２９】
システムは、二つのタイプの書込み操作でもって動作する。第１はデータをホスト３５からキヤシュメモリ３３に転送する。第２のタイプはデータをキヤシュメモリ３３から物理ディスク記憶装置へ転送する。第２のタイプはバックグランドモードで動作し、ホスト３５はデータが物理ディスク記憶装置に書き込まれる前に１以上の場所にデータを書込むことができる。この結果として、第２のタイプの書込み操作の数は通常、第１のタイプの書込み操作の数と一致せず、より少ない。
【００３０】
このバックグランドにより、本発明による物理ディスク上の論理ボリュームの適当な再割当てを決定するためのプログラムを記述することができる。このプログラムは、周期的に各キヤシュメモリ管理からの統計を回収する性能モニター５０から供給される情報に依存する。周期性は、通常のサンプリング基準に従って選ばれる。典型的な周期は、１５から３０分またはそれ以上である。統計の各組は時間スタンプされてそして論理ボリュームにより蓄積されるから、試験時間間隔内の読取り操作の総数、読取りヒット率、順次読取り率、および書込み操作の総数を得ることができる。そして、図１に示されている負荷バランスプログラム５１が図３Ａ内のステップ６０により概括的に表示される図２Ａおよび図２Ｂに従って動作し、その監視され収集された性能から、論理ボリュームの１対の再割当または交換を生成する。特に、解析を実行する時、決定ステップ６１として表される待ちループが、ステップ６２の性能モニター５０により試験時間間隔に関係する全ての統計を回収するため、制御を移転する。
【００３１】
負荷バランスプログラム５１は交換可能な論理ボリュームの１対のリストを定義するためにステップ６３を使用する。このリストを決定するのに評価されなければならないいくつかの基準がある。第１に、交換可能な論理ボリュームは同じ大きさを持たなければならない。実際の運用では、大部分の論理ボリュームが相対的に小さい数の物理的サイズの一つから選択される。第２に、交換される二つの論理ブロックのいかなる相互関係も、交換を阻むどんな理由も存在するかどうかを決定するために検討されなければならない。例えば、一般に同じ物理ディスク記憶装置上で論理ボリュームを交換することはほとんどまたは全く影響がない。上記の米国特許（出願シリアル番号０８／６５３，１５４）に記載されているように、ミラーリングまたは他の冗長性が、論理ボリュームの交換可能な対をさらに制限するかもしれない。例えば、ミラーされた論理ボリュームは通常は同じ物理ディスク記憶装置上に存在することが禁止される。また、同じコントローラ上のまたは近くのコントローラ上の物理ディスク記憶装置上に存在することさえ禁止される。ＲＡＩＤ−５冗長性については、交換可能な論理ボリュームの対は普通は同じパリティグループ内に限定される。
【００３２】
図１の特定の実施形態では、大きさに基づいて、論理ボリュームＬＶＡからＬＶＥ、ＬＶＨおよびＬＶＪは全て潜在的な交換候補である。同様に、論理ボリュームＬＶＦおよびＬＶＩは交換候補である。図２に示される特定の実施形態においては、ＬＶＧと交換するための候補としての論理ボリュームは存在しない。
【００３３】
機能の基準を使用すると、物理装置３１Ａ内の論理ボリュームＭ１−ＬＶＡと交換できる潜在的な論理ボリュームは、ミラーとの交換が影響を持たないという仮定をすると、論理ボリュームＬＶＥ、ＬＶＨおよびＬＶＪを含む。物理ディスク３１Ａ内のＬＶＡ論理ボリュームを物理装置３１Ｅ内の論理ボリュームＬＶＢからＬＶＤのいずれかと交換することは、論理ボリュームＬＶＡのミラーの両方が同じ物理ディスクドライブ上に存在することになるから、禁止される。他の潜在的な論理ボリューム対は、ＬＶＥ−ＬＶＨ、ＬＶＨ−ＬＶＪおよびＬＶＥ−ＬＶＪの対を含む。論理ボリュームＬＶＦおよびＬＶＩは一つの交換可能な対を定義する。従って、この特定の実施形態においては、２７の交換可能な論理ボリュームの対が存在する。
【００３４】
ステップ６４において、負荷バランスプログラムが蓄積された統計および読み出しヒット率を用いて、前の試験時間間隔にわたる各論理ボリュームについての読み出しミス率、順次読み出し値、およびディスクへの書き込み値を生成する。前述したように、読み出しミス値は、物理ディスクドライブにデータのためアクセスすることが必要な読み出し操作の回数に対応する。読み出しヒットは要求されたデータが図２のキヤシュメモリ３３内に見出される読み出し操作である。ステップ６４が完了する時、各論理ボリュームに対して、読み出しミスとディスクへの書き込み操作の合計により表される論理ボリュームアクセス活動値、ｘ、が存在する。
【００３５】
論理ボリュームアクセス活動値は、異なる操作により課せられる現実の負荷を反映するようにさらに洗練することができる。例えば、各書き込み操作は、読み出しミス操作の負荷の半分を課すものとして考慮することができる。もしこのような仮定を進めると、論理ボリュームアクセス活動は読み出しミス操作の総数に書き込み操作の総数の半分を加えたものに等しい。もし順次読み出し操作の一続きが生ずると、その連続内の出来事の数は４または順次的なおよびランダムな読み出し操作により課せられる負荷の違いを補償するための他の数により、割り算することができる。ミラー構成の場合、読み出しミスは潜在的には二つ、各ミラーから一つ、に対する読み出しが存在するけれども、ただ一つの読み出し操作実行に帰結する。従って、ミラーシステムにおいて、ミラーされた論理ボリュームへの読み出しミスの数は、ミラーリングを補償するために半減される。
【００３６】
ステップ６５において、負荷バランスプログラム５１は、その物理ディスク記憶装置上の各論理ボリュームについてのアクセス活動値を各物理ディスク記憶装置について加算することにより、各物理記憶装置に対する全アクセス活動値を識別する表を構築する。この時点で、全平均物理活動値を、物理ボリュームアクセス活動値を加算して、物理装置の数により割り算することにより、得ることができる。
【００３７】
図２Ａ内のステップ６６が完了すると、コントロールはステップ６７および７０に渡されて図２Ｂ内のループ・コントロール７１の下でループを形成する。特に、ステップ６７は図２Ａのステップ６３において作成されたリストから論理ボリュームの１対を選択する。例えば、Ｍ１ＬＶＡ−ＬＶＥの対が選択されたと仮定しよう。ステップ７０において、負荷バランスプログラム５１は、蓄積された統計を利用してこれら二つの論理ボリュームがあたかも交換されたかのようにして各物理ディスクドライブに対する活動を得る。このループはリスト内の全ての論理ボリューム対が評価されるまで続く。一旦、これが発生すると、コントロールはステップ７２に分岐して、各構成に対して数式（１）に従って統計的分散を定義する。
【数１】
│Ｅ（ｘ2）−［Ｅ（ｘ）］2│min        （1）
【００３８】
すなわち、可能な各構成に対して、負荷バランスプログラム５１はステップ７２で、論理ボリューム対について物理ディスク記憶装置の平均アクセス活動値を決定し、そして、各対が交換されたと仮定してステップ６５で得られた平均物理ドライブアクセス活動値との差を得る。その後にステップ７２は各論理ボリューム対の交換に対して統計的分散を生成する。ステップ７３において、負荷バランスプログラム５１は最小の統計的分散を発生する論理ボリューム対を選択する。上述された統計的分散を得るプロセスは当業者には良く知られている。
【００３９】
選択の後に、論理ボリューム対の識別は選択の予備的試験に使用される。前述したように、モニター５０は周期的に記録された時間に基づいてデータを離散した組として蓄積する。ステップ７４で、負荷バランスプログラムは全試験時間間隔を１または複数のサンプリング期間を含むサブ時間間隔に分割する。次に、各サブ時間間隔またはサブ時間間隔のグループについて活動値が決定される。もし物理装置にもたらせれる交換についてのアクセス活動値が元より少なければ、ステップ７５は交換を開始するためにステップ７６に分岐する。もし平均を超えるサブ時間間隔が存在すれば、ステップ７７はアクセス活動値が受容限度内かを決定する。もしそうであれば、ステップ７７で交換が発生する。そして、システム内の構成テーブルは新しい構成を反映するために更新される。もしそうでなければ、交換は行われない。
【００４０】
ステップ７６が指定された論理ボリュームを交換する時、このような交換または取替えは、物理ディスクドライブの一つの未使用領域をバッフアとして使用するために選択して行われる。これは物理ディスク記憶装置内またはダイナミックスペア物理ディスク記憶装置内の未使用領域であってもよい。物理ディスク記憶装置をダイナミックスペアとして一般的に使用することは良く知られている。他の環境下では、図２内のキヤシュメモリ３３などのキヤシュメモリをバッフアとして使用することが可能である。もし一つのバッフアが使用されそして論理ボリュームＬＶＥおよびＬＶＪが交換されるとするならば、同時的コピーまたは他の転送順序が、（１）ＬＶＥ論理ボリュームをバッフアに移動し、（２）論理ボリュームＬＶＪを物理ディスク記憶装置３１Ｂ内の対応する領域に移動し、そして（３）論理ボリュームバッフアを物理ディスク記憶装置３１Ｄ内の領域に移す。同時的コピーまたは他の類似の手順は交換をオンラインで発生することを可能にするが、転送時間の間にいくぶん性能低下を伴なう。交換が完了した後、コントロールは図３Ａのステップ６０へ分岐し、モニター５０を開始して、これにより新構成についての追加の統計を蓄積する。
【００４１】
この特定の実施形態によれば、物理ディスク記憶装置３１Ｂ内の論理ボリュームＬＶＥおよびＬＶＦの両方が大変に活動的になっていてそして物理ディスク記憶装置３１Ｄ上の論理ボリュームＬＶＪが相対的に非活動的であると仮定する。もし他の全ての論理ボリュームが等しく活動的であるならば、論理ボリューム対ＬＶＥおよびＬＶＪを選択すると、統計的分散は最小になる。従って、これら二つのボリュームを交換すると、物理ディスク記憶装置３１Ｂ上の負荷を減少し物理ディスク記憶装置３１Ｄ上の負荷を物理ディスク記憶装置３１Ｂ上に存在していた程度までではないが増加させる。
【００４２】
図３は、図１内の回路の修正を示す。図１および図３内で同様な部分に同様の参照番号を付している。図３の修正は主として二つの記憶または論理ボリューム９１および９２と装置コントローラ９０の追加からなる。一つの装置コントローラ９０と二つの記憶装置９１および９２が示されているけれど、記憶装置９１および９２は異なる装置コントローラを介して接続してもよい。装置コントローラは記憶装置９２のような一つの記憶装置を制御してもよくそして１または複数の他の記憶装置を制御してもよい。図３中の記憶装置９１および９２のそれぞれは、上記の米国特許出願シリアル番号０９／００２，４７８内に記載されたＢＣＶ装置として定義される。ＢＣＶ装置は、一つの操作モードでは別の装置をミラーするように、そして第２の操作モードの際にはそのような装置からは隔離されてそして他の操作のためにアクセス可能に切り換えられるようになっている。
【００４３】
以下に説明するように、このようなＢＣＶ装置は交換手順の際にバッフアとして動作することにより図２Ｂ内に示される交換手順７６を実行するようになっている。例えば、Ｍ１ＬＶＡ−ＬＶＥ交換可能な対が選択された仮定する。交換プロセスは、Ｍ１ＬＶＡおよびＬＶＥ論理ボリュームからデータをＢＣＶ１およびＢＣＶ２論理ボリューム９１および９２へそれぞれ転送する。その後に、ＢＣＶ２論理ボリューム９２の内容をＭ１ＬＶＡ論理ボリュームへ転送し、ＢＣＶ１論理ボリューム９１の内容をＬＶＥ論理ボリューム転送することにより交換が完了する。要するに、Ｍ１ＬＶＡおよびＬＶＥ論理ボリュームを第１および第２のブロックとし、ＢＣＶ１およびＢＣＶ２論理ボリューム９１および９２を第３および第４ブロックとすると、交換は第１および第２のブロックをそれぞれ第３および第４のブロックに転送し、そしてその後に第３および第４のブロックをそれぞれ第２および第１のブロックに転送することにより生ずる。
【００４４】
図４は、この交換を生ずる代替的な手順を示す。特に、第１ステップ９３は、それぞれ第３および第４の指定された論理ボリュームを持った第３および第４の物理ディスク記憶ユニットを定義する。この特定の実施形態では、第３および第４のボリュームはＢＣＶ１およびＢＣＶ２論理ボリューム９１および９２より構成される。ステップ９４において、上述の米国特許出願シリアル番号０９／００２，２４８に定義されているような「確立」手順が、第１および第３の論理ボリューム（すなわち、Ｍ１ＬＶＡ論理ボリュームおよびＢＣＶ１論理ボリューム９１）間の接続と第２および第４の論理ボリューム（すなわち、ＬＶＥ論理ボリュームとＢＣＶ２論理ボリューム９２）間の接続をもたらす。
【００４５】
ステップ９４でこの接続を確立した後に、ステップ９５で定義されるように、データが第１の論理ボリュームから第３の論理ホリュームヘそして第２の論理ボリュームから第３のボリュームへと転送される。ＢＣＶ１およびＢＣＶ２論理ボリューム９１および９２がそれぞれにＭ１ＬＶＡ論理ボリュームおよびＬＶＥ論理ボリューム内のデータをミラーする時、それらは同期される。この状態が存在する時、ＢＣＶ１およびＢＣＶ２論理ボリューム９１および９２はそれぞれにＭ１ＬＶＡおよびＬＶＥ論理ボリューム上のデータの正確なコピーを含む。これはユーザのデータ処理の発生と同時的に発生することができる。
【００４６】
ステップ９６は操作を監視し、同期が達成された時にコントロールをステップ９７に移す。ステップ９７は、オペレーティング・システムにＭ１ＬＶＡ論理ボリュームに対する全てのＩ／Ｏ要求はＢＣＶ１ボリューム９１に行先変更され、ＬＶＥ論理ボリュームに対する全てのＩ／Ｏ要求はＢＣＶ２ボリューム９２へ行先変更されるべきことを通知する手順を表す。知られているように、このような行先変更は本質的にユーザプログラムの中断や劣化を招くことなく達成される。
【００４７】
ＢＣＶボリュームへ行先変更が行われた後、元のＭ１ＬＶＡおよびＬＶＥ論理ボリュームは不活性化される。ステップ９５により表されるのと類似した手順が開始される。すなわち、物理ディスクドライブ３１Ａおよび３１Ｂ内のＭ１ＬＶＡおよびＬＶＥ論理ボリュームのデータにより以前占められていた論理ボリュームは、それぞれにＢＣＶ２およびＢＣＶ１ボリューム９２および９１に所属する。今、ステップ１００において、データをボリューム９１および９２への転送に使用した同じＢＣＶミラーリング手法を用いて、これら物理ディスクドライブへデータ転送が行われる。すなわち、ステップ１０１の後、物理ディスクドライブ３１Ａおよび３１Ｂは以下の表の通り論理ボリュームを含む。
【表１】
0003860714.tif 000002
【００４８】
このプロセスが完了した後、同期が達成された時、ステップ１０１はコントロールを、第２の行先変更を行うステップ１０２へ移す。しかし、このプロセスの間、Ｍ１ＬＶＡ論理ボリューム内のデータへのＩ／Ｏ要求はＢＣＶ１論理ボリューム９１から物理ディスクドライブ３１Ｂ内の交換されたＭ１ＬＶＡへ行先変更される。同様に、ＬＶＥ論理ボリュームへのＩ／Ｏ要求はＢＣＶ２論理ボリューム９２から物理ディスク３１Ａ内の交換されたＬＶＥ論理ボリュームへ行先変更される。その後、Ｉ／Ｏ要求は、これらの交換された位置におけるこれらの論理ボリュームへ向け続けられる。
【００４９】
従って、図４において概略説明された手順は、ＢＣＶ論理ボリュームを利用可能なバッフアメモリとして使用することによりデータブロックの交換を大変効率良く行う手段を提供する。さらに、交換をデータ処理システムの操作にほとんどまたは全く影響を与えずに行うことができる。
【００５０】
図２Ａおよび図２Ｂ内のステップ６２からステップ７７は、各交換可能な論理ボリュームについて、Ｉ／Ｏ要求の目標である論理ボリュームおよび物理ディスクドライブへのアクセス総数により決定されるディスク使用に基づいた解析を実行する手順を示している。図５Ａおよび図５Ｂは、基準として時間基準ディスク利用統計を使用した負荷バランスの解析のための手順を示している。この手順は、多くのアプリケーションにおいて改善された結果を達成する。
【００５１】
この手順のための解析の時間間隔は、数時間から日または週またはそれ以上の間隔で測定できる。また、サブ時間間隔は数分から１時間またはそれ以上にわたる任意の長さとすることができる。以下から明らかになるように、サブ時間間隔の期間は要求されるサンプリングの正確さとサンプルについて行わなければならない計算の数との間のトレードオフである。解析の時間間隔の期間は、ある合理的なレベルの一貫した性能を与える時間に部分的に依存する。これらは一般に経験により選択される。最初の選択として、解析の時間間隔として１週間、サブ時間間隔として１５分程度を取ることは多くのアプリケーションにおいて満足であることが知られている。
【００５２】
ステップ１１２は、システムが解析のためにデータブロックとして論理ボリュームを選択する通常の手順を表す。そして、システムはステップ１１３を使用して、ディスクアクセスの回数を数えて、それらを独立ディスク読出し、ディスク書込み、および順次先取り読出しのカテゴリーに分ける。これらの情報に重み付け、特に、独立ディスク読出しに対して１．０、ディスク書込みに対して０．５、順次先取り読出しに対して０．２５の重み付け、をすると全体の結果が改良されることが知られている。他の重み付けもまた効果的であろう。
【００５３】
ステップ１１４の手順は、重み付けられたディスク活動を、いかなるシーク操作も除いた、転送を完了する時間を表すディスク転送時間に変換する。すなわち、ディスク転送時間はどんな潜伏時間と選択されたデータを転送するための時間とを加えたものに対応する。この変換は、全てのシステムの平均値またはモデルおよび製造者ごとの特別なシステムの平均値を表すテーブル内に含まれた任意のまたは実験データにより行われる。データは製造業者の設計データまたは物理ディスクドライブ上の一つのトラックまたは離間した複数のトラックでの特定の測定を反映したものであってもよい。
【００５４】
一旦、この情報が特定の論理ボリュームまたは他のデータブロックに対して計算されると、ステップ１１５は未試験のままの追加の論理ボリュームが存在するかどうかを決定する。もしまだ論理ボリュームが存在すると、コントロールは戻ってステップ１１２から１１４を繰返す。
【００５５】
各サブ時間間隔および各論理ボリュームについてディスク転送時間を得るために全ての論理ボリュームが処理された後、ステップ１１５はコントロールをステップ１１６へ送る。ステップ１１６はアクセスに対するシーク時間を提供する解析を開始する。ステップ１１６、１１７および１２０はこの順序で、物理ドライブ、そのドライブ上の論理ボリューム対およびサブ時間間隔を選択する。各サブ時間間隔について、ステップ１２１は論理ボリュームの選択された対へのアクセス回数を、Ｎ論理ボリュームに分割された与えられたドライブ、ｄ、に対するシーク時間Ｔ（ｓｅｅｋ）dへ以下の式（２）により変換する。
【数２】
0003860714.tif 000003
【００５６】
ここで、Ｔijはシーク時間を表し、ＡiおよびＡjはディスクドライブｄ上の論理ボリュームの与えられた対（ｉ，ｊ）に関する二つの選ばれた論理ボリュームの各々に対する重み付けられた活動をそれぞれ表す。ここで、１≦ｉ≦Ｎ、１≦ｊ≦Ｎ、そして、ｉ＜＞ｊである。ここでＡkは二つの論理ボリュームｉ，ｊに対する全アクセス数、１≦ｋ≦Ｎ、そして、ｔはサブ時間間隔を表す。従って、式（２）はサブ時間間隔にわたりそのドライブ内の各論理ボリュームへの活動に基づいた論理ボリュームｉおよびｊ間のシーク回数の統計的表現を提供する。物理ディスクドライブ上の全ての論理ボリューム対についての和Ｓは、選択されたサブ時間間隔の間に物理ディスクドライブにより実行されるシーク操作の全数を表す。
【００５７】
シーク時間Ｔijを決定するのにいくつかの方法が存在する。一つの手法においては、シーク時間テーブルが各タイプのドライブについて各トラック対間のシーク時間を記録する。このシーク時間は、製造者により供給されたデータ、サンプル測定、本来の位置の測定または他の手順に基づくことができる。サンプル測定に基づくデータはよい結果を提供する。
【００５８】
モニター５０はその構成テーブル内に物理ディスクドライブ上の各論理ボリュームの中心線トラック位置を追加的に含む。従って、この情報はいづれのシーク操作に対して中心線トラック位置に基づいた開始および終了トラックを提供する。中心線トラック位置の使用はまた良い結果を与えることが知られている。そして、開始および終了中心線トラックは、特定のディスクドライブに対してＴij時間を得るために対応するディスクドライブについてのシーク時間テーブル情報への入口として使用できる。従って、論理ボリュームの与えられた対について、式（２）から得られるシーク時間Ｔ（ｓｅｅｋ）ｄは、サブ時間間隔の間の論理ボリュームの特定の対に関しての全シーク時間の良い統計的推定値を与える。そしてステップ１２３は、シーク時間とディスク転送時間とを結合してサブ時間間隔の利用時間を得る。このサブ時間間隔の利用時間は、その活動に付随するシーク、潜伏および転送時間の全てを含んだ転送を実行する物理ディスクの操作の全時間を表す。
【００５９】
図５Ｂのステップ１２４は、全てのサブ時間間隔が処理されたかどうかを決定する。もし論理ボリュームの選ばれた対にまだサブ時間間隔が存在すると、ステップ１２４は分岐してステップ１２０に戻り、ステップ１２０および１２３のプロセスを繰り返す。全てのサブ時間間隔についてサブ時間間隔の利用時間が得られた時、ステップ１２５は、論理ボリュームのその選択された対について、サブ時間間隔の利用時間を得るために時間を加算または結合する。そして、ステップ１２６で、ステップ１１６で選択された物理ディスクドライブ上に論理ボリュームの追加の対が存在するかどうかを決定する。もし論理ボリュームの別の対が存在すると、コントロールはその対についての結合されたサブ時間間隔の利用時間を得るためにステップ１１７に戻される。
【００６０】
物理ディスクドライブ上の異なる論理ボリューム対について利用時間の全てが得られて加算された後、ステップ１２６はステップ１２７にコントロールを移すことにより、全時間間隔にわたって時間間隔の利用時間を合計して、その特定の物理ディスクドライブについての全物理ディスクドライブ時間に基づいた利用統計を得る。ステップ１３０は追加の物理ドライブを試験する必要があるかを決定し、そしてもし必要ならば分岐してステップ１１６に戻り別の物理ドライブ選択する。全ての物理ドライブが解析された後、コントロールがステップ１３０からステップ１３１に渡されて、そこで物理ディスクドライブはそれらの時間に基づいた利用統計により順番付けられる。ステップ１３２において、論理ボリュームの交換可能な対が選択される。この選択方法は色々に達成できる。単純な方法は、単に交換可能な対の一方を最高の時間に基づいた利用統計を持った物理ディスクドライブ上で最も忙しい論理ボリュームとして、そして他方を最低の時間に基づいた利用統計を持った物理ディスクドライブ上で最も忙しくない論理ボリュームとして定義する。この考えは、もし最も忙しい物理ドライブ上の最も忙しい論理ボリュームが最も忙しくないドライブ上の最も忙しくないボリュームと交換されると、改良された負荷バランスが達成されることである。
【００６１】
ステップ１３３は、前のプロセスのステップ１１２から１３１が、提案された交換ディスクドライブからの情報を利用して繰り替えされる手順を表す。すなわち、上述の特定の実施形態において、ＬＶＥ論理ボリュームがＭ１ＬＶＡ論理ボリュームと交換されると仮定して、解析が物理ディスクドライブ３１ａおよび３１ｂを検査してそれらのさまざまなパラメータを再計算して更新される。もし、改善が見込まれると、ステップ１３４は論理ボリュームの交換のための前述のプロセスのいずれかを表すステップ７５に分岐する。もしそうでなければ、解析はいかなる交換も行わずに終了する。
【００６２】
上記の解析は一つの選択された交換可能な対を解析することに関して記述された。全ての交換可能な論理ボリュームの対の中から一度に一対を取り出して存在し得るさまざまな組み合わせを調査して、相対的な物理ディスク負荷バランスの変化を検討しても良いことは明らかである。典型的には、これは顕著な処理時間を必要とするので実用的ではなくなる。また別の代替案としては、交換が有利かどうかの決定をするために必要とされる時間を制限するために予め決められた数の交換可能な対を評価することができる。
【００６３】
要するに、上記の開示は複数の物理ディスクドライブを有する磁気ディスク記憶システム内の負荷をバランスするための方法および装置を定義した。典型的には、各ディスクドライブは複数の論理ボリュームに分割される。読出し、書込み、および順次先取り読出し操作の発生の統計は、少なくとも解析時間間隔にわたって時間の関数として維持される。解析時間間隔は、一連のサンプリングのサブ時間間隔を含み、一つの物理ディスクドライブ内の論理ボリュームの各対に対しておよび解析時間間隔中に物理ディスクドライブがさまざまな読出しおよび書込み操作に関与する全時間サブ時間間隔を表した物理ディスクドライブ利用時間の見地による全時間活動のため、各サブ時間間隔に対するデータを処理するために統計的解析を使用する。二つの特定のプロセスが提案された。このディスク利用時間数を得るためにこのデータを解析するための手順が開示された。その後、ディスク利用時間情報は、論理ボリューム交換のための２つの候補を選択するのに使用できる。一対が選択されると、上述された二つの手順の内の一つが通常のデータ処理操作に対して最小の中断を持って交換の発生を可能にする。
【００６４】
上記の説明は、本発明を論理ボリュームと呼ばれる既知の大きさの物理ディスク上の隣接した記憶位置のブロックに組織されたデータの見地から説明している。しかし、本発明は他のデータ組織にも適用できる。あるアプリケーションにおいては、例えば、論理ボリュームは複数の物理ディスク記憶装置にわたって分散された一連のサブボリュームへ分割されるかもしれない。このような分割は、冗長性と回復プロセスまたは負荷分散プロセスのためになすことができる。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分けであろうと、所定の大きさの隣接した記憶位置のブロックを構成する。逆に結果的には、ブロックは一つの論理ボリューム、サブボリュームまたは他のグループ分けであることができる。
【００６５】
前述したように本発明は、このようなシステムに等しく適用できる。すなわち、方法は近接した記憶位置のどんなブロックにも操作できる。それが論理ボリューム、サブボリュームまたは他のグループ分けであってもである。本発明の上述のいづれの実施形態によれば、時間間隔にわたって各ブロックについてさまざまな読出しおよび書込み統計が蓄積される。交換可能なブロックの全ての対のリストが、前もって記述された大きさおよび図２Ａ内のステップ６３と関連して説明された基準に相当する他の基準を用いて確立される。もし論理ボリュームが冗長性のためにサブボリュームに分割されると、追加の基準が同じ論理ボリュームからのサブボリュームが一つの物理ディスク記憶装置上に存在することを禁止できるだろう。確立されるべき構成は、評価が個別のブロックに基づくことを除いて、構成が論理ボリュームに分割されたアレイについて評価されたのと同じ方法で評価される。構成がより良い性能を与えると仮定すると、図４の交換手順に従った図２Ｂのステップ７６内の交換に類似した方法により交換が行われる。
【００６６】
本発明がある実施形態の見地から説明された。本発明から逸脱することなく多くの修正が開示された装置に行うことができることは明らかである。従って、特許請求の範囲の請求項は、このような全ての変形および修正を本発明の範囲内として含むことを意図している。
【図面の簡単な説明】
【図１】  本発明を実施する特定のデータ処理システムのブロック図
【図２Ａ】  本発明による論理ボリュームの交換の一つの手続を説明するフローチャート
【図２Ｂ】  本発明による論理ボリュームの交換の一つの手続を説明するフローチャート
【図３】  別のタイプ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
【図４】  本発明による論理ボリューム交換のための他の手続の構成を示すフローチャート
【図５Ａ】  交換されるべき論理ボリュームを割当てるための代替的な手続を示すフローチャート
【図５Ｂ】  交換されるべき論理ボリュームを割当てるための代替的な手続を示すフローチャート
【符号の説明】
３０  データ処理システム
３１Ａ、３１Ｂ、３１Ｃ、３１Ｄ、３１Ｅ  物理ディスク記憶装置
３２  システムメモリ
３３  キヤシュメモリ
３４Ａ、３４Ｂ、３４Ｃ、３４Ｄ、３４Ｅ、３４Ｘ  装置コントローラ
３５  ホスト
３７  ホストアダプタ
４０  システム管理コンソール
４１  バスアクセスロジック
４２  キヤシュ索引デイレクトリイ
４３  経路構造
４４  待ち行列
４５  キヤシュメモリ管理プログラム
４６Ａ、４６Ｂ、４６Ｃ、４６Ｄ、４６Ｅ、４６Ｘ  キヤシュメモリ管理
４７  システム管理
５０  モニター
５１  負荷バランスプログラム
【図１】
0003860714.tif 000004
【図２Ａ】
0003860714.tif 000005
【図２Ｂ】
0003860714.tif 000006
【図３】
0003860714.tif 000007
【図４】
0003860714.tif 000008
【図５Ａ】
0003860714.tif 000009
【図５Ｂ】
0003860714.tif 000010