特許 7288191 ストレージ制御装置およびストレージ制御プログラム

(19)【発行国】日本国特許庁(JP)

(12)【公報種別】特許公報(B2)

(11)【特許番号】

(24)【登録日】2023-05-30

(45)【発行日】2023-06-07

(54)【発明の名称】ストレージ制御装置およびストレージ制御プログラム

(51)【国際特許分類】

   G06F 3/06 20060101AFI20230531BHJP

   G06F 11/10 20060101ALI20230531BHJP

   G06F 12/0868 20160101ALI20230531BHJP

【ＦＩ】

G06F3/06 306Z

G06F3/06 302A

G06F3/06 304B

G06F11/10 676

G06F12/0868 100

【請求項の数】 5

(21)【出願番号】P 2019124305

(22)【出願日】2019-07-03

(65)【公開番号】P2021009646

(43)【公開日】2021-01-28

【審査請求日】2022-04-07

(73)【特許権者】

【識別番号】000005223

【氏名又は名称】富士通株式会社

(74)【代理人】

【識別番号】110002918

【氏名又は名称】弁理士法人扶桑国際特許事務所

(72)【発明者】

【氏名】土山 由嘉莉

(72)【発明者】

【氏名】周 广宇

【審査官】松平 英

(56)【参考文献】

【文献】特表２０１６－５３０６３７（ＪＰ，Ａ）

【文献】特開平０７－２３４７６３（ＪＰ，Ａ）

【文献】特開平０８－１３７６２９（ＪＰ，Ａ）

【文献】特開２０１０－０２６８１２（ＪＰ，Ａ）

【文献】特開２００９－２３８０９４（ＪＰ，Ａ）

【文献】特開２００１－０２２５３４（ＪＰ，Ａ）

(58)【調査した分野】(Int.Cl.，ＤＢ名)

Ｇ０６Ｆ ３／０６－３／０８

１１／０８－１１／１０

１１／１６－１１／２０

１２／００－１２／１２８

１３／１６－１３／１８

(57)【特許請求の範囲】

【請求項1】

キャッシュの領域を含む記憶部と、
ホスト装置からのアクセス要求に応じて、複数の記憶装置によって実現される論理記憶領域に対するアクセス処理を、前記キャッシュを用いて制御し、
前記複数の記憶装置のうち第１の記憶装置が故障したとき、前記第１の記憶装置に記憶されていたデータの中からリビルド対象とする第１のデータを選択し、前記第１のデータが前記キャッシュに格納されている場合、前記キャッシュから前記第１のデータを読み出して、前記第１の記憶装置を代替する第２の記憶装置に格納する、処理部と、を備え、
前記処理部はさらに、
前記第１のデータが前記キャッシュに格納されていない場合、前記複数の記憶装置のうち前記第１の記憶装置以外の記憶装置に記憶されている、前記第１のデータを再構築するための第２のデータが、前記キャッシュに格納されているかを判定し、
前記第２のデータが前記キャッシュに格納されている場合、前記キャッシュから前記第２のデータを読み出し、読み出した前記第２のデータを基に前記第１のデータを再構築し、再構築された前記第１のデータを前記第２の記憶装置に格納し、
前記記憶部はバッファの領域を含み、
再構築された前記第１のデータの前記第２の記憶装置に対する格納では、前記第１のデータを前記バッファに格納した後、前記バッファから読み出して前記第２の記憶装置に格納し、
前記処理部はさらに、再構築された前記第１のデータが前記第２の記憶装置に格納された後、前記キャッシュのアクセス負荷を示す指標が所定の閾値未満の場合には、再構築された前記第１のデータを前記バッファから読み出して前記キャッシュに格納する、
ストレージ制御装置。

【請求項2】

前記処理部はさらに、
前記第１の記憶装置に記憶されていたすべてのデータを前記第２の記憶装置に格納する処理が完了してから一定時間以上経過した後、前記バッファから前記キャッシュに格納した前記第１のデータのアクセス頻度が所定の判定閾値以下である場合には、前記第１のデータを前記キャッシュから削除する、
請求項１記載のストレージ制御装置。

【請求項3】

キャッシュの領域を含む記憶部と、
ホスト装置からのアクセス要求に応じて、複数の記憶装置によって実現される論理記憶領域に対するアクセス処理を、前記キャッシュを用いて制御し、
前記複数の記憶装置のうち第１の記憶装置が故障したとき、前記第１の記憶装置に記憶されていたデータの中からリビルド対象とする第１のデータを選択し、前記第１のデータが前記キャッシュに格納されている場合、前記キャッシュから前記第１のデータを読み出して、前記第１の記憶装置を代替する第２の記憶装置に格納する、処理部と、を備え、
前記処理部はさらに、
前記第１のデータが前記キャッシュに格納されていない場合、前記複数の記憶装置のうち前記第１の記憶装置以外の記憶装置に記憶されている、前記第１のデータを再構築するための第２のデータが、前記キャッシュに格納されているかを判定し、
前記第２のデータが前記キャッシュに格納されている場合、前記キャッシュから前記第２のデータを読み出し、読み出した前記第２のデータを基に前記第１のデータを再構築し、再構築された前記第１のデータを前記第２の記憶装置に格納し、
前記記憶部はバッファの領域を含み、
前記処理部はさらに、
前記第２のデータが前記キャッシュに格納されていない場合、前記複数の記憶装置のうち前記第１の記憶装置以外の記憶装置から前記第２のデータを読み出して前記バッファに格納し、
前記バッファから読み出した前記第２のデータを基に前記第１のデータを再構築して前記バッファに格納し、
前記第１のデータを前記バッファから読み出して前記第２の記憶装置に格納し、
前記キャッシュのアクセス負荷を示す指標が所定の閾値未満の場合には、前記第１のデータと前記第２のデータとを前記バッファから読み出して前記キャッシュに格納する、
ストレージ制御装置。

【請求項4】

前記処理部はさらに、
前記第１の記憶装置に記憶されていたすべてのデータを前記第２の記憶装置に格納する処理が完了してから一定時間以上経過した後、前記バッファから前記キャッシュに格納した前記第１のデータおよび前記第２のデータのうち、アクセス頻度が所定の判定閾値以下であるデータを前記キャッシュから削除する、
請求項３記載のストレージ制御装置。

【請求項5】

コンピュータに、
ホスト装置からのアクセス要求に応じて、複数の記憶装置によって実現される論理記憶領域に対するアクセス処理を、前記コンピュータ上のキャッシュを用いて制御し、
前記複数の記憶装置のうち第１の記憶装置が故障したとき、前記第１の記憶装置に記憶されていたデータの中からリビルド対象とする第１のデータを選択し、前記第１のデータが前記キャッシュに格納されている場合、前記キャッシュから前記第１のデータを読み出して、前記第１の記憶装置を代替する第２の記憶装置に格納し、
前記第１のデータが前記キャッシュに格納されていない場合、前記複数の記憶装置のうち前記第１の記憶装置以外の記憶装置に記憶されている、前記第１のデータを再構築するための第２のデータが、前記キャッシュに格納されているかを判定し、
前記第２のデータが前記キャッシュに格納されている場合、前記キャッシュから前記第２のデータを読み出し、読み出した前記第２のデータを基に前記第１のデータを再構築し、再構築された前記第１のデータを前記第２の記憶装置に格納し、
前記キャッシュの領域を含む記憶部がバッファの領域を含む場合、
再構築された前記第１のデータの前記第２の記憶装置に対する格納では、前記第１のデータを前記バッファに格納した後、前記バッファから読み出して前記第２の記憶装置に格納し、
再構築された前記第１のデータが前記第２の記憶装置に格納された後、前記キャッシュのアクセス負荷を示す指標が所定の閾値未満の場合には、再構築された前記第１のデータを前記バッファから読み出して前記キャッシュに格納する、
処理を実行させるストレージ制御プログラム。

【発明の詳細な説明】

【技術分野】

【0001】

本発明は、ストレージ制御装置およびストレージ制御プログラムに関する。

【背景技術】

【0002】

ストレージシステムは、ＨＤＤ（Hard Disk Drive）やＳＳＤ（Solid State Drive）等の複数の記憶装置と、記憶装置の制御を行う制御モジュールとを有して、情報処理で扱う大量のデータを記録管理する。記憶装置は、例えば、ＲＡＩＤ（Redundant Array of Inexpensive Disks）によってアレイ化されて耐障害性および可用性の確保が図られる。

【0003】

また、ストレージシステムでは、ＲＡＩＤグループ内の記憶装置が故障によって使用が中止されると、その記憶装置に記憶されていたデータがＲＡＩＤグループ内の他の記憶装置内のデータを基に取得されて代替用の記憶装置に格納されるリビルド（Rebuild）処理が行われる。データの冗長化のためにパリティが使用されていた場合、故障した記憶装置に記憶されていたデータは、ＲＡＩＤグループ内の他の記憶装置内のデータを基に再構築される。

【0004】

リビルドの関連技術として、例えば、通常運用と障害復旧とでバッファを切替え、障害復旧時にバッファデータを活用して復旧処理を行う技術が提案されている。また、ディスク装置へのエラー検出時のデータをバッファに格納し、エラー復旧処理中のアクセスはバッファに格納されたデータを使用する技術が提案されている。さらに、リビルド中にホストからの書き込み要求のあった領域を補助ディスクに書き込んで同領域をリビルド済として管理する技術が提案されている。

【先行技術文献】

【特許文献】

【0005】

【文献】特開平９－２７４５４２号公報

【文献】特開平１０－２８９０６５号公報

【文献】特開２０１４－９６０７２号公報

【発明の概要】

【発明が解決しようとする課題】

【0006】

ホストからのＩ／Ｏ（Input/Output）要求に対する応答性能は、リビルド処理中のＲＡＩＤグループに対するＩ／Ｏ要求時の方が、正常なＲＡＩＤグループに対するＩ／Ｏ要求時より低下する。リビルド処理にかかる時間が長いほど、応答性能が低くなっている期間が長くなってしまう。

【0007】

１つの側面では、本発明は、リビルド処理時間の短縮化を図ったストレージ制御装置およびストレージ制御プログラムを提供することを目的とする。

【課題を解決するための手段】

【0008】

１つの案では、記憶部と処理部とを有する次のようなストレージ制御装置が提供される。このストレージ制御装置において、記憶部は、キャッシュの領域を含む。処理部は、ホスト装置からのアクセス要求に応じて、複数の記憶装置によって実現される論理記憶領域に対するアクセス処理を、キャッシュを用いて制御する。また、処理部は、複数の記憶装置のうち第１の記憶装置が故障したとき、第１の記憶装置に記憶されていたデータの中からリビルド対象とする第１のデータを選択し、第１のデータがキャッシュに格納されている場合、キャッシュから第１のデータを読み出して、第１の記憶装置を代替する第２の記憶装置に格納する。また、処理部はさらに、第１のデータがキャッシュに格納されていない場合、複数の記憶装置のうち第１の記憶装置以外の記憶装置に記憶されている、第１のデータを再構築するための第２のデータが、キャッシュに格納されているかを判定し、第２のデータがキャッシュに格納されている場合、キャッシュから第２のデータを読み出し、読み出した第２のデータを基に第１のデータを再構築し、再構築された第１のデータを第２の記憶装置に格納し、記憶部はバッファの領域を含み、再構築された第１のデータの第２の記憶装置に対する格納では、第１のデータをバッファに格納した後、バッファから読み出して第２の記憶装置に格納し、処理部はさらに、再構築された第１のデータが第２の記憶装置に格納された後、キャッシュのアクセス負荷を示す指標が所定の閾値未満の場合には、再構築された第１のデータをバッファから読み出してキャッシュに格納する。

【0009】

また、１つの案では、コンピュータに上記ストレージ制御装置と同様の処理を実行させるストレージ制御プログラムが提供される。

【発明の効果】

【0010】

１側面によれば、リビルド処理時間を短縮できる。

【図面の簡単な説明】

【0011】

【図1】第１の実施の形態に係るストレージ制御装置の一例を説明するための図である。

【図2】第２の実施の形態に係るストレージシステムの構成例を示す図である。

【図3】ＣＭの機能ブロックの一例を示す図である。

【図4】２次キャッシュ管理テーブルの構成の一例を示す図である。

【図5】論理ボリュームに対して読み出しが要求された場合の制御手順の例を示す第１の図である。

【図6】論理ボリュームに対して読み出しが要求された場合の制御手順の例を示す第２の図である。

【図7】リビルド処理の例を示す第１の図である。

【図8】リビルド処理の例を示す第２の図である。

【図9】リビルド処理の例を示す第３の図である。

【図10】リビルド処理の一例を示すフローチャートである。

【図11】リビルド処理の一例を示すフローチャートである。

【図12】２次キャッシュへのデータ格納処理の一例を示すフローチャートである。

【図13】２次キャッシュデータの削除処理の一例を示すフローチャートである。

【発明を実施するための形態】

【0012】

以下、本実施の形態について図面を参照して説明する。
［第１の実施の形態］
図１は、第１の実施の形態に係るストレージ制御装置の一例を説明するための図である。図１に示すストレージ制御装置１は、記憶部１ａおよび処理部１ｂを備える。記憶部１ａは、例えば、ＲＡＭ（Random Access Memory）などのストレージ制御装置１が備える記憶装置として実現される。処理部１ｂは、例えば、ストレージ制御装置１が備えるプロセッサとして実現される。

【0013】

また、ストレージ制御装置１には、記憶装置２ａ～２ｄが接続されている。記憶装置２ａ～２ｄは、少なくとも記憶部１ａを実現する記憶装置よりアクセス性能の低い記憶装置である。例えば、記憶部１ａがＲＡＭである場合、記憶装置２ａ～２ｄは、ＳＳＤやＨＤＤである。さらに、ストレージ制御装置１には、ホスト装置３が接続されている。

【0014】

記憶部１ａは、キャッシュ１ｃの領域を含んでいる。処理部１ｂは、ホスト装置３からのアクセス要求に応じて、複数の記憶装置によって実現される論理記憶領域２ｅに対するアクセス処理を、キャッシュ１ｃを用いて制御する。例えば、処理部１ｂは、１度読み出しが要求されたデータを所定の条件の下でキャッシュ１ｃに保持しておく。処理部１ｂは、ホスト装置３からデータの読み出し要求を受けたとき、そのデータがキャッシュ１ｃに保持されていれば、そのデータをストレージ部２から読み出すことなく、キャッシュ１ｃから読み出してホスト装置３に送信する。

【0015】

また、図１の例では、論理記憶領域２ｅは記憶装置２ａ～２ｃによって実現される。論理記憶領域２ｅでは、データが冗長化されるように制御される。すなわち、１つの記憶装置が故障した場合、故障した記憶装置のデータを、他の記憶装置から取得すること、あるいは他の記憶装置のデータを基に再構築することが可能になっている。

【0016】

図１では例として、論理記憶領域２ｅはＲＡＩＤ５によって制御される。記憶装置２ａにはデータＤＴ１、ＤＴ３が記憶され、記憶装置２ｂにはパリティＰＲ１とデータＤＴ４が記憶され、記憶装置２ｃにはデータＤＴ２とパリティＰＲ２が記憶されている。そして、パリティＰＲ１はデータＤＴ１、ＤＴ２を冗長化するための冗長データであり、パリティＰＲ２はデータＤＴ３、ＤＴ４を冗長化するための冗長データである。

【0017】

処理部１ｂは、論理記憶領域２ｅに含まれる記憶装置が故障すると、故障した記憶装置に記憶されていたデータを、その記憶装置を代替する他の記憶装置（図１の例では記憶装置２ｄ）に格納するリビルド処理を実行する。リビルド処理は、次のように実行される。なお、ここでは例として記憶装置２ｃが故障したとする。

【0018】

処理部１ｂは、故障した記憶装置２ｃに記憶されていたデータの中からリビルド対象とするデータを選択し、まず、故障したデータがキャッシュ１ｃに格納されているかを判定する。図１の例では、リビルド対象としてデータＤＴ２が選択されたとき、データＤＴ２がキャッシュ１ｃに格納されていたとする。この場合、処理部１ｂは、キャッシュ１ｃからデータＤＴ２を読み出して、代替用の記憶装置２ｄに格納する（ステップＳ１）。

【0019】

これにより、処理部１ｂは、データＤＴ１とパリティＰＲ１をそれぞれ記憶装置２ａ、２ｂから読み出し、データＤＴ１とパリティＰＲ１を基にデータＤＴ２を再構築する必要がなくなる。このように、処理部１ｂは、ストレージ部２の記憶装置にアクセスしなくてよくなるので、リビルド対象のデータＤＴ２を記憶装置２ｄに格納するのにかかる時間を短縮できる。

【0020】

また、処理部１ｂは、リビルド対象として選択したデータがキャッシュ１ｃに格納されていなかった場合、そのデータを再構築するためのデータがキャッシュ１ｃに格納されているかを判定してもよい。図１の例では、リビルド対象としてパリティＰＲ２が選択されたとき、パリティＰＲ２はキャッシュ１ｃに格納されていないが、パリティＰＲ２を再構築するためのデータＤＴ３、ＤＴ４がキャッシュ１ｃに格納されていたとする。この場合、処理部１ｂは、データＤＴ３、ＤＴ４をキャッシュ１ｃから読み出し、読み出したデータＤＴ３、ＤＴ４を基にパリティＰＲ２を再構築して、代替用の記憶装置２ｄに格納する（ステップＳ２）。

【0021】

これにより、処理部１ｂは、リビルド対象のパリティＰＲ２を再構築するために必要なデータＤＴ３、ＤＴ４をそれぞれ記憶装置２ａ、２ｂから読み出す必要がなくなる。このように、処理部１ｂは、ストレージ部２の記憶装置にアクセスしなくてよくなるので、リビルド対象データであるパリティＰＲ２を記憶装置２ｄに格納するのにかかる時間を短縮できる。

【0022】

以上のように、処理部１ｂは、リビルド対象のデータ、またはそのデータを再構築するためのデータがキャッシュ１ｃに存在している場合には、キャッシュ１ｃからデータを読み出して利用する。このようなケースでは、ストレージ部２の記憶装置にアクセスしなくてよくなる分だけ、リビルド対象のデータを代替用の記憶装置２ｄに格納するのにかかる時間を短縮できる。その結果、リビルド処理時間を短縮できる。

【0023】

［第２の実施の形態］
図２は、第２の実施の形態に係るストレージシステムの構成例を示す図である。図２に示すストレージシステムは、ストレージ装置５０を含む。ストレージ装置５０は、ＣＭ（Controller Module）１００とドライブ部２００を有する。また、ＣＭ１００には、ホスト装置３００が接続されている。ＣＭ１００とホスト装置３００とは、例えば、ファイバチャネル（ＦＣ：Fibre Channel）やｉＳＣＳＩ（Internet Small Computer System Interface）などを用いたＳＡＮ（Storage Area Network）を介して接続される。

【0024】

ＣＭ１００は、ホスト装置３００からの要求に応じて、ドライブ部２００に搭載された記憶装置へのアクセスを制御するストレージ制御装置である。ドライブ部２００には、ホスト装置３００からのアクセス対象となる記憶装置が複数台搭載されている。本実施の形態では例として、ドライブ部２００は、記憶装置として複数台のＨＤＤが搭載されたディスクアレイ装置である。

【0025】

ＣＭ１００は、ホスト装置３００からの要求に応じたドライブ部２００に対する読み書きを、ＲＡＩＤによって制御する。ＣＭ１００は、ドライブ部２００内の複数台のＨＤＤを含むＲＡＩＤグループを作成する。ＲＡＩＤグループは、所定のＲＡＩＤレベルによって複数台のＨＤＤによる物理記憶領域の読み書きが制御される論理記憶領域である。図３の例では、ドライブ部２００内のＨＤＤ２０１、２０２、２０３、・・・を含むＲＡＩＤグループＲＧ１と、ドライブ部２００内のＨＤＤ２１１、２１２、２１３、・・・を含むＲＡＩＤグループＲＧ２とが設定されている。

【0026】

ＣＭ１００はさらに、１つのＲＡＩＤグループに対して１つ以上の論理ボリュームを割り当てる。論理ボリュームは、ホスト装置３００からのアクセス対象となる論理記憶領域である。論理ボリュームの実体的な記憶領域は、対応するＲＡＩＤグループに含まれるＨＤＤによって実現される。ＣＭ１００は、ホスト装置３００から論理ボリュームに対するアクセス要求を受けることによって、対応するＲＡＩＤグループに含まれるＨＤＤにアクセスする。

【0027】

また、ドライブ部２００は、ホットスペア（Hot Spare）２２１、２２２を備えている。ホットスペア２２１、２２２は、予備用のＨＤＤであり、ＲＡＩＤグループＲＧ１、ＲＧ２に含まれるいずれかのＨＤＤが故障したとき、そのＨＤＤの代わりに使用される。

【0028】

次に、図２を用いてＣＭ１００のハードウェア構成例について説明する。図２に示すように、ＣＭ１００は、プロセッサ１０１、ＲＡＭ１０２、ＳＳＤ１０３、ＣＡ（Channel Adapter）１０４およびＤＩ（Drive Interface）１０５を有する。これらの構成要素は、バス１０６を介して接続されている。

【0029】

プロセッサ１０１は、ＣＭ１００全体を統括的に制御する。プロセッサ１０１は、マルチプロセッサであってもよい。プロセッサ１０１は、例えば、ＣＰＵ（Central Processing Unit）、ＭＰＵ（Micro Processing Unit）、ＤＳＰ（Digital Signal Processor）、ＡＳＩＣ（Application Specific Integrated Circuit）、またはＰＬＤ（Programmable Logic Device）である。また、プロセッサ１０１は、ＣＰＵ、ＭＰＵ、ＤＳＰ、ＡＳＩＣ、ＰＬＤのうちの２以上の要素の組み合わせであってもよい。

【0030】

ＲＡＭ１０２は、ＣＭ１００の主記憶装置として使用される。ＲＡＭ１０２には、プロセッサ１０１に実行させるＯＳ（Operating System）プログラムやアプリケーションプログラムの少なくとも一部が一時的に格納される。また、ＲＡＭ１０２には、プロセッサ１０１による処理に必要な各種データが格納される。例えば、ＲＡＭ１０２には、ホスト装置３００からの要求に応じたドライブ部２００へのアクセス制御の際に用いられる１次キャッシュの領域が確保される。また、ＲＡＭ１０２には、バッファの領域が確保され、さらに各種の管理テーブルが格納される。

【0031】

ＳＳＤ１０３は、ＣＭ１００の補助記憶装置として使用される。ＳＳＤ１０３には、ＯＳプログラム、アプリケーションプログラム、および各種データが格納される。また、ＳＳＤ１０３には、ホスト装置３００からの要求に応じてドライブ部２００へのアクセス制御の際に用いられる２次キャッシュの領域が確保される。

【0032】

ＣＡ１０４は、ホスト装置３００と通信するためのインタフェースである。ＤＩ１０５は、ドライブ部２００と通信するためのインタフェースである。ＤＩ１０５は、例えば、ＳＡＳ（Serial Attached SCSI）インタフェースである。

【0033】

以上のハードウェア構成によってＣＭ１００の処理機能が実現される。
図３は、ＣＭの機能ブロックの一例を示す図である。ＣＭ１００は、制御部１０、１次キャッシュ２１、２次キャッシュ２２、バッファ２３および管理情報記憶部３０を備える。

【0034】

制御部１０の処理は、例えば、プロセッサが所定のプログラムを実行することで実現される。１次キャッシュ２１およびバッファ２３は、ＲＡＭ１０２に確保される記憶領域である。２次キャッシュ２２は、ＳＳＤ１０３に確保される記憶領域である。管理情報記憶部３０は、例えば、ＲＡＭ１０２の記憶領域によって実現される。

【0035】

制御部１０は、Ｉ／Ｏ制御部１１、リビルド制御部１２および２次キャッシュデータ管理部１３を含む。
Ｉ／Ｏ制御部１１は、ホスト装置３００からのデータ読み出し（Read I/O）およびデータ書き込み（Write I/O）の要求に応じて、ドライブ部２００内のＨＤＤに対するＩ／Ｏ制御を行う。Ｉ／Ｏ制御部１１は、このようなＩ／Ｏ制御を１次キャッシュ２１と２次キャッシュ２２を用いて行う。

【0036】

リビルド制御部１２は、ドライブ部２００においてＨＤＤの故障が発生した場合、故障したＨＤＤ（以下、「故障ＨＤＤ」と記載する場合がある）に記憶されていたデータをホットスペアに格納するリビルド処理を行う。このリビルド処理において、リビルド制御部１２は、リビルド処理の対象データが２次キャッシュ２２に格納されている場合、そのデータを２次キャッシュ２２からバッファ２３に読み出して、バッファ２３からホットスペアにデータを格納する。

【0037】

また、リビルド制御部１２は、対象データが２次キャッシュ２２に格納されていないが、対象データに対応する冗長データが２次キャッシュ２２に格納されている場合、冗長データを２次キャッシュ２２からバッファ２３へ読み出す。そして、リビルド制御部１２は、冗長データを基にバッファ２３上でデータの再構築を行い、再構築したデータをバッファ２３からホットスペアに格納する。

【0038】

このように、リビルド制御部１２は、２次キャッシュ２２上のデータを活用することで、リビルド処理中におけるドライブ部２００内のＨＤＤからの読み出し回数を抑制し、リビルド処理にかかる時間を短縮する。

【0039】

また、リビルド制御部１２は、対象データおよび冗長データが２次キャッシュ２２に格納されていない場合、対象データが属するＲＡＩＤグループ内の正常なＨＤＤからバッファ２３へ冗長データを読み出す。そして、リビルド制御部１２は、冗長データを基にバッファ２３上でデータの再構築を行い、再構築したデータをホットスペアに格納する。

【0040】

２次キャッシュデータ管理部１３は、２次キャッシュ２２上のデータのうち、リビルド処理に伴って書き込まれたデータを管理するための処理を行う。２次キャッシュデータ管理部１３は、書き込み処理部１３ａと削除処理部１３ｂを含む。

【0041】

書き込み処理部１３ａは、リビルド処理によってドライブ部２００内のＨＤＤから読み出されたデータや、読み出されたデータを基に再構築されたデータを、２次キャッシュ２２に格納する。書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ２２の使用率や２次キャッシュ２２上のデータのアクセス頻度を用いた所定の条件が満たされる場合に、これらのデータを２次キャッシュ２２に格納する。

【0042】

削除処理部１３ｂは、次のような条件にしたがって、書き込み処理部１３ａによって２次キャッシュ２２に格納されたデータを削除して、２次キャッシュ２２の領域を解放する。削除処理部１３ｂは、書き込み処理部１３ａによって２次キャッシュ２２に格納されたデータのうち、対応するＲＡＩＤグループのリビルド処理の完了から一定時間が経過したデータについて、アクセス頻度が規定値を下回るか否かを判定する。そして、削除処理部１３ｂは、アクセス頻度が規定値を下回る場合には当該データを２次キャッシュ２２から削除する。

【0043】

管理情報記憶部３０には、２次キャッシュ管理テーブル３１とボリューム管理テーブル３２が記憶される。
２次キャッシュ管理テーブル３１は、２次キャッシュ２２に格納されているデータを管理するための管理情報を保持する。２次キャッシュ管理テーブル３１には、各データについて、２次キャッシュ２２における格納位置情報、論理ボリュームにおける論理位置情報、アクセス頻度情報、リビルド処理に伴って格納されたデータか否かを識別する情報が登録される。

【0044】

ボリューム管理テーブル３２は、論理ボリュームおよびＲＡＩＤグループを管理するための管理情報を保持する。ボリューム管理テーブル３２には、ＲＡＩＤグループごとに、ＲＡＩＤグループに含まれるＨＤＤの識別情報、ＲＡＩＤレベル、ストリップの設定情報などのＲＡＩＤグループの構成情報や、リビルド処理が実行された実行時刻情報が登録される。また、ボリューム管理テーブル３２には、論理ボリュームごとに、容量、ＲＡＩＤグループの割り当て先、論理ボリューム上の論理アドレスとＲＡＩＤグループ上の論理アドレスとの対応関係などの、論理ボリュームの構成情報が登録される。

【0045】

次に、２次キャッシュ管理テーブル３１について説明する。
図４は、２次キャッシュ管理テーブルの構成の一例を示す図である。２次キャッシュ２２の領域は、所定サイズ（例えば１ＭＢ）を有するページごとに管理される。２次キャッシュ管理テーブル３１は、２次キャッシュ２２の全ページにそれぞれ対応するレコードを有する。各レコードには、「物理位置」、「論理位置」、「アクセス頻度」および「格納契機フラグ」の各情報が含まれる。

【0046】

「物理位置」は、２次キャッシュ２２におけるページのアドレス情報である。各レコードの「物理位置」の項目には、あらかじめ対応するページのアドレス情報が登録されている。一方、「論理位置」、「アクセス頻度」および「格納契機フラグ」には、ページにデータが格納されていない場合、無効値（ＮＵＬＬ）が登録される。

【0047】

「論理位置」は、ページに格納されたデータの論理アドレス情報である。この論理アドレス情報とは、論理ボリュームの識別情報と、論理ボリュームにおけるアドレス情報を含む。「論理位置」には、ページにデータが格納されると論理アドレス情報が登録される。

【0048】

「アクセス頻度」は、ページに格納されたデータのアクセス頻度情報である。「アクセス頻度」には、ページにデータが格納されている場合にのみ情報が登録される。そして、「アクセス頻度」には、ページにデータが格納されたときに初期値「０」が登録され、ホスト装置３００からのアクセスがあった場合にその値がインクリメントされて更新される。

【0049】

「格納契機フラグ」は、ページに格納されたデータがリビルド処理に伴って格納されたデータか否かを示すフラグ情報である。ここでは例として、「１」のときリビルド処理に伴って格納されたデータを示し、「０」のときそれ以外のデータ（Ｉ／Ｏ制御に伴って格納されたデータ）を示す。「格納契機フラグ」には、ページにデータが格納されたときに「０」または「１」が登録される。

【0050】

なお、図示しないが、２次キャッシュ管理テーブル３１の各レコードには、上記情報の他、例えば、最終アクセス時刻やダーティフラグが登録されていてもよい。最終アクセス時刻は、ページに格納されたデータに対してホスト装置３００からの要求に応じてアクセスされた最終時刻である。ダーティフラグは、ページに格納されたデータがライトバック済みでないダーティデータであるか否かを示すフラグ情報である。

【0051】

次に、図５、図６を用いて、１次キャッシュ２１と２次キャッシュ２２を用いた論理ボリュームに対するアクセス制御処理の基本的な手順について説明する。図５、図６では例として、ＲＡＩＤグループＲＧ１に割り当てられた論理ボリュームに対して読み出しが要求された場合について説明する。

【0052】

図５は、論理ボリュームに対して読み出しが要求された場合の制御手順の例を示す第１の図である。図５において、ホスト装置３００は、論理ボリューム上のデータＤ１の読み出しをＣＭ１００に要求する（ステップＳ１１）。ＣＭ１００のＩ／Ｏ制御部１１は、まず、データＤ１が１次キャッシュ２１に存在するかを判定する。

【0053】

ここで、図示しないが、データＤ１が１次キャッシュ２１に存在する、すなわち、１次キャッシュヒットの場合、Ｉ／Ｏ制御部１１は、データＤ１を１次キャッシュ２１から読み出して、ホスト装置３００に送信する。これにより、読み出し要求に対する応答時間が短縮される。

【0054】

一方、図５では、データＤ１が１次キャッシュ２１に存在していなかった、すなわち、１次キャッシュミスであったとする（ステップＳ１２）。すると、Ｉ／Ｏ制御部１１は次に、データＤ１が２次キャッシュ２２に存在するかを判定する。この判定は、２次キャッシュ管理テーブル３１に、「論理位置」に読み出し対象の論理アドレスが含まれるレコードが存在するか否かによって行われる。

【0055】

図５では、データＤ１が２次キャッシュ２２に存在していた、すなわち、２次キャッシュヒットであったとする（ステップＳ１３）。この場合、Ｉ／Ｏ制御部１１は、２次キャッシュ２２からデータＤ１を読み出して１次キャッシュ２１にコピー（ステージング）し（ステップＳ１４）、さらに１次キャッシュ２１からデータＤ１を読み出してホスト装置３００に送信する（ステップＳ１５）。

【0056】

２次キャッシュ２２が実装されるＳＳＤは、論理ボリュームが割り当てられたＲＡＩＤグループＲＧ１に含まれるＨＤＤよりアクセス性能が高い。そのため、図５のように、１次キャッシュミスの場合でも２次キャッシュヒットとなれば２次キャッシュ２２からデータＤ１を読み出すことで、データＤ１をＲＡＩＤグループＲＧ１内のＨＤＤから読み出す場合よりもホスト装置３００に対する読み出し応答時間を短縮できる。

【0057】

なお、ステップＳ１４の実行直前において１次キャッシュ２１の空き領域がない場合、Ｉ／Ｏ制御部１１は、例えば、１次キャッシュ２１のデータのうち最終アクセス時刻が最も早いデータを１次キャッシュ２１から削除する。そして、Ｉ／Ｏ制御部１１は、１次キャッシュ２１に生じた空き領域にデータＤ１をコピーする。

【0058】

図６は、論理ボリュームに対して読み出しが要求された場合の制御手順の例を示す第２の図である。図６において、ホスト装置３００は、論理ボリューム上のデータＤ２の読み出しをＣＭ１００に要求する（ステップＳ２１）。ＣＭ１００のＩ／Ｏ制御部１１は、図５の場合と同様に、データＤ２が１次キャッシュ２１および２次キャッシュ２２に存在するかを判定する。

【0059】

図６では、１次キャッシュミス（ステップＳ２２）、かつ２次キャッシュミス（ステップＳ２３）であったとする。この場合、Ｉ／Ｏ制御部１１は、ＲＡＩＤグループＲＧ１に含まれるＨＤＤからデータＤ２を読み出し、１次キャッシュ２１にコピー（ステージング）する（ステップＳ２４）。そして、Ｉ／Ｏ制御部１１は、１次キャッシュ２１からデータＤ２を読み出してホスト装置３００に送信する（ステップＳ２５）。

【0060】

このとき、Ｉ／Ｏ制御部１１は、データＤ２のブロックが２次キャッシュミスしたことを所定の管理テーブル（図示せず）に記録しておく。そして、Ｉ／Ｏ制御部１１は、例えば、その後の非同期のタイミングで、管理テーブルに基づいてデータＤ２をＲＡＩＤグループＲＧ１に含まれるＨＤＤから読み出し、２次キャッシュ２２にコピー（ステージング）する（ステップＳ２６）。これにより、ＨＤＤから２次キャッシュ２２へのデータＤ２のコピー（ステージング）は、ホスト装置３００からのＩ／Ｏ要求の受信処理およびその応答処理の実行中に、バックグラウンドで実行されることになる。

【0061】

以上のように、１次キャッシュミスかつ２次キャッシュミスの場合には、読み出しが要求されたデータＤ２は１次キャッシュ２１に配置される。これにより、その後に同じデータＤ２の読み出しが要求された場合にも、Ｉ／Ｏ制御部１１は、データＤ２を１次キャッシュ２１から短時間に読み出し、ホスト装置３００に送信できる。

【0062】

なお、ステップＳ２６での２次キャッシュ２２へのステージングは、次のように行われる。Ｉ／Ｏ制御部１１は、２次キャッシュ管理テーブル３１を参照して空きページを探索する。空きページが存在する場合、Ｉ／Ｏ制御部１１は、２次キャッシュ２２上の空きページにデータＤ２を格納するとともに、２次キャッシュ管理テーブル３１における当該空きページに対応するレコードの「論理位置」の項目に、データＤ２に関する論理アドレス情報を登録する。また、Ｉ／Ｏ制御部１１は、当該レコードの「アクセス頻度」の項目に「０」を登録し、「格納契機フラグ」の項目に「０」を登録する。

【0063】

一方、空きページが存在しない場合、Ｉ／Ｏ制御部１１は、２次キャッシュ管理テーブル３１から「最終アクセス時刻」の時刻が最も早いレコードを特定する。Ｉ／Ｏ制御部１１は、特定したレコードに対応するページからデータを削除し、そのページに対して上記の手順でデータＤ２を格納するとともに当該レコードの内容を更新する。

【0064】

ところで、ＨＤＤの故障に伴うリビルド処理中においては、ホスト装置３００からのＩ／Ｏ要求に対する応答性能が低下する。これは、リビルド処理と、ホスト装置３００からの要求に応じたＩ／Ｏ制御とが並列に実行されるからである。特に、リビルド処理ではドライブ部２００内のＨＤＤからのデータ読み出しが発生する。そのため、リビルド処理によるドライブ部２００からのデータ読み出しと、Ｉ／Ｏ制御でのキャッシュミス発生に伴うドライブ部２００からのデータ読み出しとが並列に実行されることで、Ｉ／Ｏ要求に対する応答時間が長くなってしまう。また、リビルド処理中のＲＡＩＤグループに含まれる論理ボリュームからの読み出し要求が発生した場合には、要求されたデータの再構築が必要になる場合があり、その場合にはさらに応答時間が長くなる。

【0065】

このように、リビルド処理中においてはＩ／Ｏ要求に対する応答性能が低下する。リビルド処理にかかる時間が長いほど、応答性能が低くなっている期間が長くなる。このため、リビルド処理にかかる時間が長いほど、ホスト装置３００からはＣＭ１００全体のＩ／Ｏ処理性能が低いように見えてしまう。

【0066】

そこで、本実施の形態のＣＭ１００は、リビルド処理時に２次キャッシュ２２に格納されているデータを利用することで、ドライブ部２００内のＨＤＤへのアクセス回数を減少させる。これにより、リビルド処理にかかる時間を短縮する。さらに、ＣＭ１００は、リビルド処理に伴ってドライブ部２００内のＨＤＤから読み出されたデータや、そのデータを基に再構築されたデータを、可能な限りバッファ２３から２次キャッシュ２２に格納する。これにより、これらのデータに対してその後にホスト装置３００からアクセスが要求された際に、アクセスにかかる時間を短縮する。その結果として、ホスト装置３００からの要求に応じたアクセス性能を向上させる。

【0067】

以下、図７～図９を用いてリビルド処理について説明する。なお、図７～図９では例として、ＲＡＩＤグループＲＧ１にＨＤＤ２０１～２０４が含まれ、これらのうちＨＤＤ２０４が故障したものとする。また、ＲＡＩＤグループＲＧ１のＲＡＩＤレベルはＲＡＩＤ５であるものとする。

【0068】

図７は、リビルド処理の例を示す第１の図である。図７では、ＨＤＤ２０４に格納されたデータＤ３をホットスペア２２１にリビルドする場合を示している。ＣＭ１００のリビルド制御部１２は、２次キャッシュ管理テーブル３１を参照して、リビルド対象のデータＤ３が２次キャッシュ２２に存在するかを判定する。図７では、データＤ３が２次キャッシュ２２に存在したとする。この場合、リビルド制御部１２は、データＤ３を２次キャッシュ２２から読み出してバッファ２３に格納し（ステップＳ３１）、データＤ３をバッファ２３から読み出してホットスペア２２１に格納する（ステップＳ３２）。

【0069】

図８は、リビルド処理の例を示す第２の図である。図８では、ＨＤＤ２０４に格納されたパリティＰ１をホットスペア２２１にリビルドする場合を示している。ＣＭ１００のリビルド制御部１２は、リビルド対象のパリティＰ１が２次キャッシュ２２に存在するかを判定するが、２次キャッシュ２２にはパリティは格納されない。そのため、リビルド制御部１２は次に、２次キャッシュ管理テーブル３１とボリューム管理テーブル３２を参照して、パリティＰ１を再構築するのに必要なデータ（再構築用データ）が２次キャッシュ２２に存在するかを判定する。

【0070】

図８では、パリティＰ１に対応する再構築用データであるデータＤ４、Ｄ５、Ｄ６が２次キャッシュ２２に存在したとする。この場合、リビルド制御部１２は、データＤ４、Ｄ５、Ｄ６を２次キャッシュ２２から読み出してバッファ２３に格納する（ステップＳ４１）。リビルド制御部１２は、バッファ２３内のデータＤ４、Ｄ５、Ｄ６を用いてパリティＰ１を再構築し、バッファ２３に格納する（ステップＳ４２）。そして、リビルド制御部１２は、再構築したパリティＰ１をバッファ２３から読み出してホットスペア２２１に格納する（ステップＳ４３）。

【0071】

以上の図７、図８のいずれの場合も、リビルド制御部１２は、リビルド対象データを再構築するためのデータをドライブ部２００のＨＤＤ２０１～２０３から読み出すことなく、リビルド対象データをホットスペア２２１に格納することができる。このため、リビルド対象データのリビルド処理にかかる時間を短縮できる。

【0072】

なお、図８では故障ＨＤＤ内のパリティがリビルド対象となった場合を示したが、故障ＨＤＤ内の実データがリビルド対象となった場合には、再構築用データには２つの実データと１つのパリティとが含まれる。リビルド制御部１２は、これらのうち実データが２次キャッシュ２２に存在した場合には、実データを２次キャッシュ２２からバッファ２３に読み出すことができる。ただし、パリティは２次キャッシュ２２に格納されていないので、リビルド制御部１２は、パリティをＨＤＤ２０１～２０３のいずれかからバッファ２３に読み出す。リビルド制御部１２は、バッファ２３に読み出した実データとパリティを用いてリビルド対象データを再構築し、図８と同様に再構築したデータをバッファ２３に書き込んだ後、ホットスペア２２１に格納することができる。

【0073】

このようなケースでは、パリティのみドライブ部２００から読み出されるが、再構築用データのすべてをドライブ部２００から読み出す場合と比較して、ドライブ部２００からの読み出し回数が抑制される。このため、リビルド処理に伴うドライブ部２００からの読み出しが、ホスト装置３００からのＩ／Ｏ要求に伴うドライブ部２００からの読み出し性能に与える影響を低減できる。その結果として、ホスト装置３００からのＩ／Ｏ要求に対する応答性能を向上させることができる。

【0074】

図９は、リビルド処理の例を示す第３の図である。図９では、リビルド対象データであるデータＤ９も、これに対応する再構築用データであるデータＤ７、Ｄ８およびパリティＰ２も、２次キャッシュ２２に存在しなかったとする。この場合、リビルド制御部１２は、データＤ７、Ｄ８およびパリティＰ２をそれぞれＨＤＤ２０１、２０２、２０３から読み出してバッファ２３に格納する（ステップＳ５１）。リビルド制御部１２は、バッファ２３内のデータＤ７、Ｄ８およびパリティＰ２を用いてデータＤ９を再構築し、バッファ２３に格納する（ステップＳ５２）。そして、リビルド制御部１２は、再構築したデータＤ９をバッファ２３から読み出してホットスペア２２１に格納する（ステップＳ５３）。

【0075】

ここで、２次キャッシュデータ管理部１３の書き込み処理部１３ａは、バッファ２３内のデータＤ７～Ｄ９を２次キャッシュ２２に格納することができるかを判定する。書き込み処理部１３ａは少なくとも、２次キャッシュ２２の使用率に基づいてこの判定を行う。使用率とは、直近の単位時間において２次キャッシュ２２がアクセスを受け付けている時間の割合を示す。これは、２次キャッシュ２２全体に対するアクセス負荷を示す指標であり、「ビジー率」とも呼ばれる。使用率が高い場合、ホスト装置３００からの要求に応じたＩ／Ｏ制御において２次キャッシュ２２が頻繁に使用されていることを示し、Ｉ／Ｏ制御での２次キャッシュ２２へのアクセスを優先すべき状況と考えられる。このため、書き込み処理部１３ａは、使用率が所定の規定値（第１の規定値とする）以上の場合には、Ｉ／Ｏ制御の性能低下を防止するために、２次キャッシュ２２への格納を行わず、データＤ７～Ｄ９をバッファ２３から削除する。このとき、パリティＰ２もバッファ２３から削除される。

【0076】

一方、書き込み処理部１３ａは、使用率が第１の規定値未満の場合には、データＤ７～Ｄ９をバッファ２３から読み出して２次キャッシュ２２に格納する（ステップＳ５４）。ただし、２次キャッシュ２２に空き領域がない場合には、書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ２２からアクセス頻度が低いデータを追い出して空き領域を確保し、その空き領域にバッファ２３から読み出したデータＤ７～Ｄ９を格納する。本実施の形態では例として、書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ２２にアクセス頻度が所定の規定値（第２の規定値とする）以下のデータがある場合、それらのデータを２次キャッシュ２２から追い出して空き領域を確保する。

【0077】

このように、書き込み処理部１３ａは、リビルド処理に伴ってバッファ２３に格納されたデータを、可能な限り２次キャッシュ２２に格納しておく。これにより、その後にホスト装置３００からこれらのデータに対するアクセスが要求されたとき、データを２次キャッシュ２２から１次キャッシュ２１にステージングしてホスト装置３００に送信できる。このため、ホスト装置３００からの要求に応じたＩ／Ｏ処理性能を向上させることができる。

【0078】

次に、ＣＭ１００の処理について、図１０～図１３のフローチャートを用いて説明する。
図１０、図１１は、リビルド処理の一例を示すフローチャートである。なお、ここでは例として、ＲＡＩＤ３～６など、パリティが用いられるＲＡＩＤレベルが設定されたＲＡＩＤグループについてのリビルド処理を示す。

【0079】

〔ステップＳ６１〕リビルド制御部１２は、ドライブ部２００内のＨＤＤの故障が発生すると、故障ＨＤＤを特定する。
〔ステップＳ６２〕リビルド制御部１２は、ボリューム管理テーブル３２に基づいて、故障ＨＤＤを含むＲＡＩＤグループを特定する。

【0080】

〔ステップＳ６３〕リビルド制御部１２は、ボリューム管理テーブル３２に基づいて、故障ＨＤＤに格納されていた、リビルド処理の対象データを選択する。リビルド制御部１２は、例えば、ボリューム管理テーブル３２から、ステップＳ６２で特定されたＲＡＩＤグループに割り当てられた論理ボリュームにおける対象データの論理アドレス、ＲＡＩＤグループに含まれるＨＤＤの構成、ＲＡＩＤレベル、ストリップサイズなどを読み出す。リビルド制御部１２は、読み出したこれらの情報から対象データを選択できる。

【0081】

〔ステップＳ６４〕リビルド制御部１２は、２次キャッシュ管理テーブル３１に基づいて、対象データが２次キャッシュ２２に存在するか否かを判定する。この判定は、２次キャッシュ管理テーブル３１に、「論理位置」に対象データの論理アドレスが含まれるレコードが存在するか否かによって行われる。２次キャッシュ２２に対象データが存在する場合（キャッシュヒットの場合）はステップＳ６５へ処理が進み、存在しない場合（キャッシュミスの場合）は図１１のステップＳ７１へ処理が進む。

【0082】

〔ステップＳ６５〕リビルド制御部１２は、対象データのデータ容量分の領域をバッファ２３上に確保する。
〔ステップＳ６６〕リビルド制御部１２は、対象データを２次キャッシュ２２から読み出してバッファ２３に格納する。

【0083】

〔ステップＳ６７〕リビルド制御部１２は、バッファ２３から対象データを読み出してホットスペアに格納する。リビルド制御部１２は、格納が完了すると、バッファ２３における対象データの記憶領域を解放する。

【0084】

〔ステップＳ６８〕リビルド制御部１２は、リビルド処理が完了か否か、すなわち故障ＨＤＤ内の対象データすべてについてホットスペアへの格納処理が完了か否かを判定する。リビルド処理が未完了の場合はステップＳ６３へ処理が戻り、リビルド処理が完了の場合はステップＳ６９へ処理が進む。

【0085】

〔ステップＳ６９〕リビルド制御部１２は、現時刻をリビルド完了時刻として、ステップＳ６２で特定したＲＡＩＤグループに対応付けてボリューム管理テーブル３２に記録する。

【0086】

以下、図１１を用いて説明を続ける。
〔ステップＳ７１〕リビルド制御部１２は、対象データに対応する再構築用データを１つ特定して選択する。リビルド制御部１２は、例えば、ボリューム管理テーブル３２から、ステップＳ６２で特定されたＲＡＩＤグループに割り当てられた論理ボリュームにおける対象データの論理アドレス、ＲＡＩＤグループに含まれるＨＤＤの構成、ＲＡＩＤレベル、ストリップサイズなどを読み出す。リビルド制御部１２は、読み出したこれらの情報から再構築用データを特定できる。

【0087】

〔ステップＳ７２〕リビルド制御部１２は、２次キャッシュ管理テーブル３１に基づいて、選択した再構築用データが２次キャッシュ２２に存在するか否かを判定する。この判定は、２次キャッシュ管理テーブル３１に、「論理位置」に再構築用データの論理アドレスが含まれるレコードが存在するか否かによって行われる。２次キャッシュ２２に再構築用データが存在する場合（キャッシュヒットの場合）はステップＳ７３へ処理が進み、存在しない場合（キャッシュミスの場合）はステップＳ７４へ処理が進む。なお、再構築用データがパリティの場合、無条件でステップＳ７４へ処理が進められる。

【0088】

〔ステップＳ７３〕リビルド制御部１２は、再構築用データを２次キャッシュ２２から読み出すことを決定する。
〔ステップＳ７４〕リビルド制御部１２は、再構築用データを、ステップＳ６２で特定されたＲＡＩＤグループに含まれるいずれかの正常ＨＤＤから読み出すことを決定する。このとき、リビルド制御部１２は、例えば、ボリューム管理テーブル３２から、ステップＳ６２で特定されたＲＡＩＤグループに割り当てられた論理ボリュームにおける対象データの論理アドレス、ＲＡＩＤグループに含まれるＨＤＤの構成、ＲＡＩＤレベル、ストリップサイズなどを読み出す。リビルド制御部１２は、読み出したこれらの情報から、再構築用データが格納されているＨＤＤや、そのＨＤＤにおける再構築用データの物理位置を特定する。

【0089】

〔ステップＳ７５〕リビルド制御部１２は、対象データに対応する再構築用データをすべて選択したか否かを判定する。すべて選択済みの場合はステップＳ７６へ処理が進み、未選択の再構築データがある場合はステップＳ７１へ処理が戻る。

【0090】

〔ステップＳ７６〕リビルド制御部１２は、ステップＳ７１～Ｓ７５のループ処理において読み出し元が決定されたすべての再構築用データと、再構築されるすべての対象データとを含む容量分の領域をバッファ２３上に確保する。

【0091】

〔ステップＳ７７〕リビルド制御部１２は、すべての再構築データを、ステップＳ７１～Ｓ７５のループ処理において決定された読み出し元から読み出し、ステップＳ７６で確保されたバッファ２３上の領域に格納する。ステップＳ７３で決定された再構築用データは２次キャッシュ２２から読み出され、ステップＳ７４で決定された再構築用データは正常ＨＤＤから読み出される。このとき、２次キャッシュ２２からの読み出しや１以上のＨＤＤのそれぞれからの読み出しは並列に実行される。

【0092】

〔ステップＳ７８〕リビルド制御部１２は、バッファ２３に格納された再構築用データを用いて排他的論理和の計算を行うことで、対象データを再構築し、バッファ２３に格納する。

【0093】

〔ステップＳ７９〕リビルド制御部１２は、再構築したデータをバッファ２３から読み出してホットスペアに格納する。
〔ステップＳ８０〕リビルド制御部１２は、２次キャッシュへのデータ格納処理を２次キャッシュデータ管理部１３の書き込み処理部１３ａに実行させる（２次キャッシュへのデータ格納処理については図１２で後述）。

【0094】

なお、例えば、ＲＡＩＤレベルがＲＡＩＤ１であるＲＡＩＤグループについてのリビルド処理では、ステップＳ６４で「ＮＯ」と判定された場合、次のような処理が実行される。リビルド制御部１２は、ステップＳ７６のようにバッファ２３の領域を確保し、ＲＡＩＤグループ内の正常ＨＤＤから対象データのミラーデータを読み出してバッファ２３に格納する。そして、リビルド制御部１２は、ミラーデータをバッファ２３からホットスペアに格納し、処理をステップＳ８０に進める。

【0095】

以上の図１０、図１１の処理によれば、リビルド処理の対象データ、または対象データを再構築するためのデータが２次キャッシュ２２に格納されている場合には、そのデータが２次キャッシュ２２から読み出されたリビルド処理に利用される。リビルド処理の１つの対象データに対応するすべての再構築用データを２次キャッシュ２２から読み出すことができた場合、リビルド処理におけるドライブ部２００内のＨＤＤからの読み出し回数を抑制でき、その結果、リビルド処理にかかる時間を短縮できる。

【0096】

図１２は、２次キャッシュへのデータ格納処理の一例を示すフローチャートである。以下の図１２の説明において、バッファ２３から読み出して２次キャッシュ２２に格納する対象のデータを「格納対象データ」と記載する。図１１の処理ですべての再構築用データがステップＳ７４で２次キャッシュ２２から読み出された場合、格納対象データには、ステップＳ７８で再構築された対象データのみが含まれる。また、図１１でステップＳ７６の処理が実行された場合、格納対象データには、ステップＳ７６でＨＤＤから読み出されたデータ（ただし、パリティを除く）と、ステップＳ７８で再構築された対象データとが含まれる。

【0097】

〔ステップＳ８１〕２次キャッシュデータ管理部１３の書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ２２の使用率と第１規定値とを比較する。使用率が第１規定値以上の場合はステップＳ８８へ処理が進み、使用率が第１規定値未満の場合はステップＳ８２へ処理が進む。なお、前述のように、使用率とは単位時間内で２次キャッシュ２２がアクセスを受け付けている時間の割合を示す。また、このステップＳ８１では、２次キャッシュ２２のアクセス負荷を示す他の指標と、第１の規定値とが比較されてもよい。

【0098】

ここで、使用率が第１規定値以上の場合とは、ホスト装置３００のＩ／Ｏ要求時に２次キャッシュ２２に頻繁にアクセスが生じて使用率が高い状態を意味する。また、使用率が第１規定値未満の場合とは、２次キャッシュ２２へのアクセス頻度が少なく使用率が低い状態を意味する。前者の場合、２次キャッシュ２２の負荷を抑えてＩ／Ｏ処理性能の低下を防止するため、リビルド処理の対象データを２次キャッシュ２２に格納しないように制御される。

【0099】

〔ステップＳ８２〕書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ２２に格納対象データの容量分の空き領域があるか否かを判定する。空き領域がない場合はステップＳ８３へ処理が進み、空き領域がある場合はステップＳ８５へ処理が進む。

【0100】

〔ステップＳ８３〕書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ管理テーブル３１に基づき、２次キャッシュ２２に格納されているデータの中にアクセス頻度が第２規定値以下のデータがあるか否かを判定する。アクセス頻度が第２規定値以下のデータがある場合はステップＳ８４へ処理が進み、アクセス頻度が第２規定値以下のデータがない場合はステップＳ８８へ処理が進む。

【0101】

なお、この第２規定値は、ホスト装置３００からの読み出しアクセス頻度が少ないデータを２次キャッシュ２２から優先的に追い出すために使用される値である。例えば、第２規定値を「０」とした場合、一定時間においてホスト装置３００からまったくアクセスの無かったデータを追い出すことになる。

【0102】

〔ステップＳ８４〕書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ２２のデータの中からアクセス頻度が第２規定値以下のデータを１つ選択し、選択したデータを２次キャッシュ２２から追い出して該データが格納されていた領域を解放する。なお、２次キャッシュ２２から追い出されるデータがダーティデータの場合、そのデータはドライブ部２００内の対応するＲＡＩＤグループ内のＨＤＤにライトバックされる。また、リビルド処理にかかる時間を短縮するために、ステップＳ８４ではダーティデータを選択しないようにしてもよい。

【0103】

ステップＳ８４の実行後、ステップＳ８２が再度実行される。
〔ステップＳ８５〕書き込み処理部１３ａは、格納対象データの容量分の領域を２次キャッシュ２２上に確保する。なお、ステップＳ８３、Ｓ８４の実行によりアクセス頻度が第２規定値以下であるすべてのデータが２次キャッシュ２２から削除されても、２次キャッシュ２２上に格納対象データの容量分の空き領域を確保できない場合がある。この場合、書き込み処理部１３ａは、ステップＳ８５での領域確保をスキップしてステップＳ８８へ処理を進める。

【0104】

〔ステップＳ８６〕書き込み処理部１３ａは、バッファ２３から格納対象データを読み出して２次キャッシュ２２に格納する。
〔ステップＳ８７〕書き込み処理部１３ａは、２次キャッシュ管理テーブル２４のレコードのうち、ステップＳ８６でデータを書き込んだページに対応するレコードを更新する。この更新処理では、「論理位置」にデータの論理アドレス情報が登録され、「アクセス頻度」に初期値「０」が登録され、「格納契機フラグ」にリビルド処理に伴う格納であることを示す「１」が登録される。

【0105】

〔ステップＳ８８〕書き込み処理部１３ａは、バッファ２３における格納対象データの記憶領域を解放する。また、図１１のステップＳ７６でＨＤＤから読み出されたパリティがバッファ２３に格納されていた場合、書き込み処理部１３ａはこのパリティの領域も解放する。

【0106】

以上の図１２の処理により、Ｉ／Ｏ制御における２次キャッシュ２２へのアクセス負荷が大きくないと推定される状況では、リビルド処理に伴ってバッファ２３に格納されたデータが２次キャッシュ２２に格納される。これにより、その後にホスト装置３００からこれらのデータに対するアクセスが要求されたとき、データを２次キャッシュ２２から１次キャッシュ２１にステージングしてホスト装置３００に送信できる。このため、ホスト装置３００からの要求に応じたＩ／Ｏ処理性能を向上させることができる。

【0107】

図１３は、２次キャッシュデータの削除処理の一例を示すフローチャートである。
〔ステップＳ９１〕２次キャッシュデータ管理部１３の削除処理部１３ｂは、ボリューム管理テーブル３２に基づいて、リビルド完了時刻から一定時間経過したＲＡＩＤグループがあるかを判定する。この判定は、図１０のステップＳ６９でボリューム管理テーブル３２に記録したリビルド完了時刻に基づいて行われる。該当するＲＡＩＤグループが存在する場合、このＲＡＩＤグループが処理対象として選択されてステップＳ９２に処理が進む。また、該当するＲＡＩＤグループが存在しない場合、ステップＳ９１の処理は一定時間間隔で繰り返し実行される。

【0108】

〔ステップＳ９２〕削除処理部１３ｂは、ボリューム管理テーブル３２に基づいて、処理対象のＲＡＩＤグループに割り当てられた論理ボリュームを１つ選択する。
〔ステップＳ９３〕削除処理部１３ｂは、ステップＳ９２で選択した論理ボリューム上のデータのうち、２次キャッシュ２２に記憶されており、なおかつリビルド処理に伴って２次キャッシュ２２に格納されたデータを選択する。この処理では、２次キャッシュ管理テーブル３１に基づき、「論理位置」に選択した論理ボリュームの識別情報が登録され、なおかつ「格納契機フラグ」が「１」であるレコードに対応するデータが１つ選択される。なお、図示しないが、ステップＳ９３で該当するデータが存在しないと判定された場合、処理はステップＳ９７に進められる。

【0109】

〔ステップＳ９４〕削除処理部１３ｂは、２次キャッシュ管理テーブル３１のレコードのうちステップＳ９３で選択したデータに対応するレコードから、当該データのアクセス頻度を取得する。削除処理部１３ｂは、取得したアクセス頻度が第２規定値以下かを判定する。アクセス頻度が第２規定値以下の場合はステップＳ９５へ処理が進み、アクセス頻度が第２規定値より大きい場合はステップＳ９６へ処理が進む。

【0110】

〔ステップＳ９５〕削除処理部１３ｂは、ステップＳ９３で選択したデータを２次キャッシュ２２から削除して、当該データが格納されていた領域を解放する。このとき、削除処理部１３ｂは、２次キャッシュ管理テーブル３１における当該データに対応するレコードにおいて、「物理位置」以外の登録値を無効値に更新する。

【0111】

〔ステップＳ９６〕削除処理部１３ｂは、ステップＳ９２で選択した論理ボリューム上のデータのうち、２次キャッシュ２２に記憶されており、なおかつリビルド処理に伴って２次キャッシュ２２に格納されたすべてのデータを選択済みかを判定する。未選択のデータがある場合はステップＳ９３に処理が戻り、次の該当データが選択される。すべてのデータを選択済みの場合はステップＳ９７へ処理が進む。

【0112】

〔ステップＳ９７〕削除処理部１３ｂは、ステップＳ９１で選択したＲＡＩＤグループに含まれるすべての論理ボリュームを選択済みかを判定する。未選択の論理ボリュームがある場合はステップＳ９２に処理が戻り、次の論理ボリュームが選択される。すべての論理ボリュームを選択済みの場合、処理が終了する。

【0113】

以上の図１３の処理によれば、リビルド処理が完了してから一定時間後に、そのリビルド処理に伴って２次キャッシュ２２に格納されたデータのうち、アクセス頻度が低いと判断されるデータが２次キャッシュ２２から削除される。リビルド処理に伴って２次キャッシュ２２に格納されたデータは、Ｉ／Ｏ要求の状況に伴って２次キャッシュ２２に格納された訳ではない。このため、アクセス頻度が第２規定値以下であれば、たとえ同じアクセス頻度であったとしても、Ｉ／Ｏ要求に伴って２次キャッシュ２２に格納されたデータよりも、リビルド処理に伴って２次キャッシュ２２に格納されたデータの方が必要性が低いと推定される。図１３の処理では、このような判断に基づいて、リビルド処理に伴って２次キャッシュ２２に格納されたもののアクセス頻度が第２規定値以下であるデータを、２次キャッシュ２２から削除する。これにより、２次キャッシュ２２の領域を有効活用できるようになり、ホスト装置３００からの要求に応じたＩ／Ｏ処理性能を向上させることができる。

【0114】

なお、以上の第２の実施の形態では、リビルド処理の際に２次キャッシュ２２を利用することを示したが、例えば２次キャッシュ２２だけでなく１次キャッシュ２１を利用することも可能である。ただし、１次キャッシュ２１は２次キャッシュ２２より容量が小さいので、リビルド処理の対象データや再構築用データが１次キャッシュ２１に格納されている確率は、２次キャッシュ２２より低い。また、１次キャッシュ２１にはアクセス頻度の高いデータが格納されるので、Ｉ／Ｏ処理における１次キャッシュ２１に対するアクセス負荷は２次キャッシュ２２に対するアクセス負荷より高い。このため、リビルド処理の際に１次キャッシュ２１にアクセスした場合には、２次キャッシュ２２にアクセスした場合よりもＩ／Ｏ処理性能に与える影響が大きい。このような理由から、リビルド処理では１次キャッシュ２１ではなく２次キャッシュ２２が利用されることが適していると考えられる。換言すると、本実施の形態の処理手順によって得られる、リビルド処理時間の短縮によるＩ／Ｏ処理性能の向上効果は、２次キャッシュ２２を備えるストレージ制御装置においてより大きくなる。

【0115】

なお、上記の各実施の形態に示した装置（ストレージ制御装置１およびＣＭ１００）の処理機能は、コンピュータによって実現することができる。その場合、各装置が有すべき機能の処理内容を記述したプログラムが提供され、そのプログラムをコンピュータで実行することにより、上記処理機能がコンピュータ上で実現される。処理内容を記述したプログラムは、コンピュータで読み取り可能な記録媒体に記録しておくことができる。コンピュータで読み取り可能な記録媒体としては、磁気記憶装置、光ディスク、光磁気記録媒体、半導体メモリなどがある。磁気記憶装置には、ハードディスク装置（ＨＤＤ）、フレキシブルディスク（ＦＤ）、磁気テープなどがある。光ディスクには、ＤＶＤ（Digital Versatile Disc）、ＤＶＤ－ＲＡＭ、ＣＤ－ＲＯＭ（Compact Disc-Read Only Memory）、ＣＤ－Ｒ（Recordable）／ＲＷ（ReWritable）などがある。光磁気記録媒体には、ＭＯ（Magneto-Optical disk）などがある。

【0116】

プログラムを流通させる場合には、例えば、そのプログラムが記録されたＤＶＤ、ＣＤ－ＲＯＭなどの可搬型記録媒体が販売される。また、プログラムをサーバコンピュータの記憶装置に格納しておき、ネットワークを介して、サーバコンピュータから他のコンピュータにそのプログラムを転送することもできる。

【0117】

プログラムを実行するコンピュータは、例えば、可搬型記録媒体に記録されたプログラムまたはサーバコンピュータから転送されたプログラムを、自己の記憶装置に格納する。そして、コンピュータは、自己の記憶装置からプログラムを読み取り、プログラムに従った処理を実行する。なお、コンピュータは、可搬型記録媒体から直接プログラムを読み取り、そのプログラムに従った処理を実行することもできる。また、コンピュータは、ネットワークを介して接続されたサーバコンピュータからプログラムが転送されるごとに、逐次、受け取ったプログラムに従った処理を実行することもできる。

【符号の説明】

【0118】

１ ストレージ制御装置
１ａ 記憶部
１ｂ 処理部
１ｃ キャッシュ
２ ストレージ部
２ａ～２ｄ 記憶装置
２ｅ 論理記憶領域
３ ホスト装置
ＤＴ１～ＤＴ４ データ
ＰＲ１、ＰＲ２ パリティ

【図1】

【図2】

【図3】

【図4】

【図5】

【図6】

【図7】

【図8】

【図9】

【図10】

【図11】

【図12】

【図13】