专利名称：存储系统内的数据转移的制作方法
技术领域：
本发明涉及计算机系统用的存储系统。
背景技术：
专利文献1内记载有从第一存储系统向第二存储系统转移数据的技术。 按照专利文献1， 一旦把主计算机连接到第二存储系统内，第二存储系 统就向第一存储系统提出读取请求，由此把数据从第一存储系统复制到第二 存储系统。在第二存储系统中有记录复制到何处结束的复制指针，可以得知 数据转移的进行状况。
在数据转移过程中，第二存储系统接受从主计算机发出的I/O请求，例 如在数据转移过程中有来自主计算机的读取请求的情况下，第二存储系统参 照复制指针确认请求的数据是否已经存在于第二存储系统内。在第二存储系 统内存在数据的情况下，第二存储系统就把该数据传送给主计算机。在第二 存储系统内没有数据的情况下，第二存储系统就从第一存储系统读出数据， 并传送给主计算机。
这里，所谓专利文献1是日本公开专利特开2000-187608号公报。 在专利文献1中，首先断开第一存储系统与主计算机之间的连接，将主 计算机与第二存储系统连接起来。然后，把数据从第一存储系统转移到第二
存储系统。 一旦主计算机被连接到第二存储系统上时，此后，主计算机就把 1/0请求发到第二存储系统。
但是，专利文献1中并未展示主计算机与存储系统之间的存取路径的变 更方法，特别是没有展示在第二存储系统中设定主计算机访问目标的方法。
在转移数据的情况下，如果能够把设定在数据转移源内的有关数据存取 的信息接交到数据转移目的地，主计算机也能够以与在数据转移源内访问时 同样的条件在数据转移目的地进行访问。因此，在数据转移时，希望将有关 数据存取的信息从数据转移源接交给数据转移目的地。
发明内容
本发明的目的在于提供一种计算机系统中使用的存储系统。 存储系统经网络连接到对计算机、启动程序和目标的对应关系进行管理 的名称服务器上。存储系统具有第一存储节点和第二存储节点。第一存储节 点内有第一逻辑单元，该第一逻辑单元设定有与设定在计算机内的第一启动 程序相对应的第一目标。第二存储节点内有第二逻辑单元。
在从第一逻辑单元向第二逻辑单元转移数据时，第一存储节点把存储在 第一逻辑单元内的数据发送到第二存储节点，第二存储节点将接收到的数据 存储在第二逻辑单元内。此外，第一存储节点还把第一目标的信息发送到第 二存储节点，第二存储节点用所接收到的第一目标的信息把目标设定在第二 逻辑单元内。
计算机根据来自名称服务器的指示，检测出在第二存储节点内设定有与 设定在计算机本身的启动程序相对应的目标，然后发出对第二逻辑单元的访 问请求，第二存储节点接受该访问请求。
在数据转移时，不仅可以把转移对象的数据从转移源接交给转移目的地， 而且可以将有关数据存取的信息也从转移源接交给转移目的地。
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图1是第一实施方式中的计算机系统的构成示例图。 图2是存储节点的构成的一例的示例图。
图3是存储节点具备的存储器的构成的一例的示例图。 图4是逻辑单元的构成的一例的示例图。 图5是LU管理表的构成的一例的示例图。 图6是名称服务器的构成的一例的示例图。 图7 (a)是数据转移过程中的名称管理表的一例的示例图。 图7 (b)是数据转移后的名称管理表的一例的示例图。 图8是在存储节点之间移动逻辑单元内的数据的处理的一例的模式图。 图9是第一实施方式中将新的SN增设在存储系统内再把数据从已有的 SN具有的LU转移到新的SN具有的LU的处理的一例的流程图。
图10是第二实施方式中将新的SN增设在网络上再把数据从已有的SN具有的LU转移到新的SN具有的LU的处理的一例的流程图。
图11是第三实施方式中的系统构成示例图。
图12是第四实施方式中的系统构成示例图。 图13是第五实施方式中的系统构成示例图。 图14是第六实施方式中的系统构成示例图。
图15 (a)是显示数据转移前的系统构成的管理装置4的显示画面的一例 的示例图。
图15 (b)是显示数据转移后的系统构成的管理装置4的显示画面的一 例的示例图。
图15 (c)是显示数据转移前的LU、目标、启动程序的对应关系的管理 装置4的显示画面的一例的示例图。
图15 (d)是显示数据转移后的LU、目标、启动程序的对应关系的管理 装置4的显示画面的一例的示例图。
具体实施例方式
以下说明本发明的实施方式的一例，由于所说明的实施方式仅是一例， 所以并不限定本发明。
在以后的各图中，附加在构成部位名称和构成部位编号上的a、 b、 c、…
等小写字母是在有多个相同构成的构成部位时以示其区别的符号。在以下的 说明中，在没有必要区分具有同一构成的多个构成部位的情况下，省略使用 这些小写字母，在必须指定各构成部位时，用附加了小写字母的名称和编号 来说明。
实施方式1
(1)系统构成例(图1) 图1表示的是本实施方式的系统构成例。
计算机系统具有多个存储节点(以下简称SN) 1、多个主计算机(下称 主机)2、网络30、用来把多个网络节点(所谓网络节点是将SN1、主机2、 管理装置4、名称服务器5等连接到网络30上的装置)连接到网络30上的 开关3、管理装置4、管理SN1和主机2的名称以及管理逻辑连接关系的名 称服务器5。管理装置4是管理由多个SN1构成的存储系统1000的装置。网络30是开关3和将主机2、 SN1、管理装置4、名称服务器5等连接到开关3 上的连接线的统称，图1中用虚线椭圆来表示。SN1具有控制连接在SN1上的盘并执行来自主机2的访问请求的控制器 (以下简称CTL) 10和作为被主机访问的逻辑盘装置的逻辑单元x (以下简 称LUx) 12x。这里，x是逻辑单元LU的识别号，x是大于l的整数。主机2是具有CPU、存储器以及用来与网络30连接的网络控制器的计算 机，在存储器内有启动程序管理表2112，关于启动程序管理表2112，后面还 要描述。管理装置4与主机2 —样，也是具有CPU、存储器以及用来与网络30 连接的网络控制器的计算机，在存储器内存储有后述的构成管理程序4122、 LU管理表1111'、启动程序管理表2112或1113、目标管理表1112。管理装 置4还具有键盘、鼠标器等输入装置和显示器等输出装置。(2) 存储节点(SN)构成例(图2)图2是SN1的硬件构成的一例的示例图。SN1具有控制器(CTL) 10和经光纤通道1030连接在CTL10上的多个 盘120y。 CTL10控制对多个盘120y的输入输出。CTL10具有负责SN1整体控制的CPU100、存储器101、用来连接到网 络30的网络控制器102、控制与盘连接的光纤通道(以下简称FC) 1030的 FC控制器103和网桥104。存储器101存储CPU100执行的控制程序和控制 数据，还用作高速盘访问的高速缓冲存储器；网桥104控制CPU100与存储 器101之间的数据或程序的传送、网络控制器102与存储器101之间的数据 传送和FC控制器103与存储器101之间的数据传送。(3) 存储器构成例(图3)图3是SN1具有的存储器101的构成的一例的示例图。 存储器101由高速缓冲存储区110、控制数据区111和控制程序区112 构成。高速缓冲存储区110是构成为了使来自主机的盘访问高速化而暂时保管 存储在盘120y上的数据或者存储在盘120y上的数据的复制件的盘高速缓冲 存储器(以下简称高速缓冲存储器)的存储区。控制数据区111是存储CPU100执行控制程序时所参照的各种表等的区 域。在控制数据区111内存储有登录着由多个SN1构成的存储系统1000的够 成信息的系统构成管理表1110、登录着SN1具备的LU12x的构成信息的LU 管理表1111、登录着设置在LU12x内的逻辑地址即目标名称(以下简称目标) 的目标管理表1112和登录着访问LU12x的访问源的逻辑地址即启动程序名 称(以下简称启动程序)的启动程序管理表1113。例如，使用iSCSI协议的系统中的iSCSI名称、FC系统中的WWN(World Wide Name)等适合作为目标名称或启动程序名称。但是，如果目标名称在 分配给访问目标的整体上是唯一的而且是从生成到删除不变化的识别符，就 不限于这些名称，同样，如果启动程序名称在分配给访问源的整体上是唯一 的而且是从生成到删除不变化的识别符，也不限于这些名称。此外，也有把 目标地址或启动程序地址用作识别访问目标或访问源的信息的情况。作为目 标地址有使用FC协议的系统中的目的ID等，作为启动程序地址有使用FC 协议的系统中的源ID等，当然不限于这些。因为目标名称和目标地址都是识 别访问目标的识别信息，并不变化，启动程序名称和启动程序地址都是识别 访问源的识别信息，也不变化，所以可以用目标地址取代目标名称，也可以 用启动程序地址取代启动程序名称。另外，以下不区分目标名称和目标地址， 统称为"目标名称"。关于启动程序也一样。控制程序区112是存储CPU100执行的控制程序的存储区，在控制程序 区112内存储着构成用来执行控制程序的环境的基本程序即操作系统程序 1120、使用TCP/IP协议进行经网络30的数据发送接收的TCP/IP程序1121、 用iSCSI协议在主机2与SN1间进行连接的iSCSI控制程序1122、在从作为 启动程序的主机2接受对iSCSI的目标即LU12x的访问时控制来自主机2的 指令的接受和控制解释所接受的指令等的目标处理的目标控制程序1123、用 来控制由SN1具备的多个盘120y构成的RAID (Redundant Arrays of Inexpensive Disks)的RAID控制程序1124、用来管理控制高速缓冲存储区 110构成的盘高速缓冲存储器的高速缓冲存储控制程序1125、进行对单张盘 120y的指令生成等的盘控制处理的盘控制程序1126、控制FC控制器103并 经由FC对盘120y进行指令或数据等的发送接收的FC控制程序1127、由多个盘120y构成RAID再由RAID构成逻辑存储媒体即LU12x的LU控制程序 1128、用来在SNl间进行用于LU12x的数据的转移处理的转移程序1129、 在通过转移处理把LU12x的数据传送到其他SNl时进行自SNl作为iSCSI 的启动程序而动作的控制的启动程序控制程序1130以及根据iSCSI协议规范 在与名称服务器5间进行名称管理的通信的通信程序1131。在本实施方式中，假定把IP网络用作连接主机2与SNl的网络30，把 TCP/IP协议用作网络协议，把组件型I/O接口即iSCSI协议用作主机2与SNl 间的数据协议，但是本发明并不限定于此。(4) LU构成例(图4)图4是LU12x的构成的一例的示例图。假定本实施方式的SN1具备3台盘1200、 1201、 1202。此外，SNl具备 的盘120y数量不限于此，只要是l台以上，几台都可以。图4 (a)表示的是RAID组(下称RG)的构成例的示例图。 由3台盘1200、 1201、 1202构成RAID5型的RAID组12，其条片大小 为S个数据块。这里，本实施方式中，所谓数据块是按SCSI规范定义的逻辑 数据块， 一般，大多将512字节的盘扇区定义为一个逻辑数据块。当然也可 以取为除此以外的数据块大小。在RAID组12内，按S个数据块将数据分散 配置在相邻的盘内。条片列由各不相同的存在于盘内的三个存储区构成，其 中一个存储区内存储奇偶校验数据，该奇偶校验数据是从存储在其他两个存 储区内的数据通过计算异-或逻辑和而生成的。即如下式计算奇偶校验数据。 P0=D0+D1 (式l) (" + "表示异-或逻辑和)在这样构成的RAID组(RG) 12内，构成两个逻辑单元LUO、 LU1。图 4 (b)表示的是逻辑单元的构成例，LUO (120)是容量为k个数据块的逻辑 单元，LU1 (121)是容量为n个数据块的逻辑单元。RAID组内的逻辑数据 块地址(下称RGLBA)为LU0为从0至k—1， LU1为从k至(k+n—l)。 此夕卜， 一旦构建起LU，主机2就用每个LU的本机LBA访问各个LU，各个 LU可以像独立的盘一样动作。即，LUO (120)和LU1 (121)的本机LBA 分别独立地都是从地址0开始到最终地址为总容量一1即(k一l)或(n—l)。(5) LU管理表的构成例(图5)图5表示的是存储在SN1的存储器101内的LU管理表llll的构成例。 LU表示LU编号，RG表示正在构建LU的RAID组的识别信息，起始RG LBA 表示正在构建LU的RG内的LU的开头RG LBA， LEN表示LU的容量(单 位为数据块)。启动程序表示许可对相应的LU访问的启动程序(例如主机中 设定的启动程序)的启动程序名称，目标表示分配给该LU的目标名称。图5 (a)表示的是SNa (la)的LU管理表1111a的一例。LUOa存在于 RG0a内，起始RGLBA为O，容量为k，许可的启动程序为具有Init-aO名称 的主机(Hosta) 2a，目标名称为Targ-aO。同样，LUla存在于RG0a内，起 始RG LBA为k，容量为n，许可的启动程序为具有Init-bO名称的主机(Host b) 2b，目标名称为Targ-al。这里，在一个LU内分配一个目标，另一方面，有时候对一个目标许可 多个启动程序访问。在LU管理表的启动程序栏内登录启动程序名称时，目 标控制程序1123抑制具有所登录的启动程序名称的启动程序以外的启动程 序访问对应的LU12x。在许可多个启动程序对一个LU12x访问的情况下，在 LU管理表1111的启动程序栏内生成多个条目，并登录多个启动程序名称。 在对LU12x不加访问限制的情况下，即许可全部启动程序访问LU12x的情况 下，在对应于该LU12x的启动程序中不登录名称(设为无)。后面描述启动 程序名称与目标名称对应的细节。管理装置4在存储器内还具有LU管理表1111'，管理装置4具有的LU 管理表1111'是将连接在网络30上的各SN1所具有的LU管理表1111合并 起来的管理表，例如，如图15 (c)所示，在各SN1所具有的LU管理表中 还加有SN1的识别信息。(6)名称服务器的构成例(图6)图6表示的是名称服务器5的构成的一例。名称服务器5具有负责名称 服务器5的整体控制的CPU500、存储CPU500执行的控制程序和控制数据的 存储器501、用于连接到网络30上的网络控制器502、控制CPU500与存储 器501之间的数据和程序的传送或网络控制器502与存储器501之间的数据 的传送的网桥504。存储器501具有控制数据区511和控制程序区512。控制数据区511是存储CPU500执行控制程序时所参照的各种表等的区 域，在控制数据区511内存储iSCSI中的启动程序和目标的名称以及登录启 动程序与目标之间的连接关系的名称管理表5111。
控制程序区512是存储CPU500执行的控制程序的存储区，在控制程序 区512内存储构成用来执行控制程序的环境的基本程序即操作系统程序 5120、使用TCP/IP协议进行使用网络30的数据发送接收的TCP/IP程序5121 、 控制连接在网络30上的iSCSI节点(即主机2和存储节点SN1)的名称管理 和启动程序与iSCSI节点间的对应关系的名称管理程序5122、以及根据iSCSI 协议规范进行用于各启动程序(例如主机2)和目标(例如SN1)的名称管 理的通信的通信程序5123。
在本实施方式中，假定把iSCSI协议规范的iSNS GSCSI名称服务器) 作为名称服务器5，但是在实施本发明时，也可以使用iSNS以外的名称服务 器规范来构建名称服务器。
(7)名称管理表的构成例(图7)
图7表示的是存储在名称服务器5的存储器501内的名称管理表5111的 一例。在名称管理表5111内包含启动程序管理表(2112或1113)和目标管 理表1112。
在图7所示的启动程序管理表2112中，启动程序表示该表的条目管理的 启动程序的名称，实体表示确定具有启动程序的装置的实体的识别符，入口 表示该启动程序存在的入口，入口组表示该入口所属的入口组。
在图7所示的目标管理表1112内，目标表示该表的条目管理的目标的名 称，启动程序表示许可访问该目标的启动程序的名称，实体表示特定具有目 标的装置的实体的识别符，入口表示该启动程序存在的入口，入口组表示该 入口所属的入口组。
包含在名称管理表5111内的启动程序管理表是与启动程序存在的装置在 存储器内保持的启动程序管理表一样的管理表。同样，包含在名称管理表5111
内的目标管理表是与目标存在的装置在存储器内保持的目标管理表一样的管 理表。另外，管理装置4也具有与存储器内名称服务器5所具有的启动程序
管理表和目标管理表一样的启动程序管理表和目标管理表。例如，图7 (a)所示的启动程序管理表2112a和2112b分别是有关Hosta (2a)或Host b (2b)所具有的启动程序的启动程序管理表，Host a (2a) 具有与图7 (a)所示的启动程序管理表2112a—样的启动程序管理表2112a， Host b (2b)具有与图7 (a)所示的启动程序管理表2112b—样的启动程序 管理表2112b。同样，图7 (a)所示的启动程序管理表1113是有关存在于SNa (la)内的启动程序的启动程序管理表，SNa (la)在存储器101内具有与图 7 (a)所示的启动程序管理表1113—样的启动程序管理表1113。另外，图7
(a)所示的目标管理表1112a和1112b分别是有关SNa (la)或SNb (lb) 所具有的目标的目标管理表，在存储器101内，SNa (la)存储与目标管理表 1112a—样的目标管理表1112， SNb (lb)存储与目标管理表1112b—样的目 标管理表1112。
因此，名称服务器5就用名称管理表5111把连接在网络30上的各启动 程序的启动程序管理表和连接在网络30上的各目标的目标管理表一元化地 管理起来。
返回图7，图7 (a)作为一例表示的是3个启动程序和目标的组。
第一组是启动程序Init-a0和Targ-aO的组。启动程序Init-a0存在于主机 Hosta(2a)的入口 IaO内，属于入口组IPGa0。目标Targ-aO存在于SNa (la) 的入口Ta0内，属于入口组TPGa0，许可启动程序Init-aO访问。
第二组是启动程序Init-b0和Targ-al的组。启动程序Init-b0存在于主机 Hostb(2b)的入口 Ib0内，属于入口组IPGb0。目标Targ-al存在于SNa (la) 的入口 Tal内，属于入口组IPGal ，许可启动程序Init-b0访问。
第三组是启动程序Init-SNal和Targ-bO的组。启动程序Init-SNal存在于 SNa (la)的入口ISNal内，属于入口组IPGSNal。目标Targ-b0存在于SNb (lb)的入口Tb0内，属于入口组IPGbO。
这里，所谓入口是主机2或SN1的网络控制器具备的用物理端口的IP 地址和TCP端口编号对构建的逻辑端口。如果同一个物理端口上具备多个 TCP端口，就可以具备多个入口。入口组是把多个入口作为一个集合体用作 唯一通信线路的组。以下，本实施方式中，对入口组不谈及有关组名以上的 问题。此外，启动程序和目标的组由被构建在连接到网络30上的启动程序与目 标之间的名称管理表5111来管理。
(8) SN的增设和LU移动处理的一例
以下说明存储系统1000内新增设存储节点1，并将存储在旧存储节点1 的LU12x内的数据移动到新的SN1内，并在SN1之间均衡负荷平衡的处理。
图8是在存储系统1000内增设SN1，再将已有SN1的LU12x内的数据 移动到增设的SN1中的处理的一例的概略图。此外，图8是注重于表示构成 图1的系统时的中间阶段的状态的图。
在存储系统1000内，最初假定只有SNa (la)作为SN1而不存在SNb (lb)的状态。此外设在系统内有两台主机即Hosta (2a)和Hostb (2b)。
Hosta (2a)访问SNa (la)的LU0a (120a)， Hostb (2b)访问SNa (la) 的LUla (121a)。
Hosta(2a)具备启动程序，该启动程序以启动程序名称Init-a0被登录在 Host a (2a)所具有的启动程序管理表2112a和名称服务器5所具有的名称管 理表5H1内。同样，Hostb (2b)具备启动程序，该启动程序以启动程序名 称Init-bO被登录在Host b (2b)所具有的启动程序管理表2112b和名称服务 器5所具有的名称管理表5111内。
SNa (la)的LUOa (120a)以目标名称Targ-aO被登录在SNa (la)具有 的目标管理表1112和名称服务器5具有的名称管理表5111内，在目标管理 表1112和名称管理表5111内还登录有Init-a0，将其作为许可访问Targ-aO的 启动程序。同样，SNa (la)的LUla (121a)以目标名称Targ-al被登录在 SNa(la)具有的目标管理表1112和名称服务器5具有的名称管理表5111内， 在目标管理表1112和名称管理表5111内还登录有Init-b0，将其作为许可访 问Targ-al的启动程序。
因此,作为启动程序和目标的组，建立有两个组，即Init-a0和Targ-aO、 Init-bO和Targ-al 。图7表示相关状态中名称管理表5111的状态。按照iSCSI 的协议规范来进行向目标管理表1112和名称管理表5111的登录。Host a (la) 在已经可以访问LUOa (120a)的状态下动作，Hostb (lb)在已经可以访问 LUla (121a)的状态下动作，即，如图5 (a)所示，在SNa (la)的存储器101内存储的LU管理表1111中登录着Targ-a0作为LU0a (120a)的目标名 称，并登录着存在于Hosta (la)内的Init-a0作为许可访问LUOa (120a)的 启动程序，同样地，登录着Targ-al作为LUla (121a)的目标名称，并登录 着存在于Hostb (lb)内的Init-bO作为许可访问LUla (121a)的启动程序。 这里，用图8和图9来说明因SNa (la)过负荷等原因而将存储在LUla (121a)内的数据移动到在存储系统1000内新增设的SNb (lb)的处理。图 9是在存储系统1000内新增设SNl再从存在于已有的SNl内的LU12x把数 据向新SNl所具有的LU12x转移的处理的一例的流程图。
(9) 存储节点SNb的增设(图9的步骤9001 )
首先，将SNb (lb)连接到开关3上，把SNb (lb)增设到存储系统1000 内(图9的步骤9001)。设SNb (lb)具备用来存储SNa (la)所具有的LUla (121a)内的数据的足够大的存储区域。
(10) 移动源LU的调查(图9的步骤9002)
管理装置4的CPU执行构成管理程序4122 (以下，将通过CPU执行程 序来进行处理简称为"程序执行处理")，进行移动源的LU即LUla (121a) 的信息获得操作(步骤9002)。
具体地说，构成管理程序4122对SNa (la)请求LUla (121a)的构成 信息，接收到请求的SNa (la)的LU控制程序1128参照LU管理表1111把 LUla (121a)的构成信息发送到管理装置4。该构成信息内包含登录在SNa (la)的LU管理表1111中的信息或构建LUla (121a)的RG的构成(RAID 构成)，构成管理程序4122把从SNa (la)接收到的信息与SNa (la)的识 别信息一起登录到存储在自身的存储器内的LU管理表1111'中，还根据接 收到的信息确定LUla (121a)是在RAID5构成的RAID组中构成的容量为n 数据块的LU。
在管理装置4对存储系统1000内的各SNl已经把握住登录在LU管理表 1111内的信息或各LU的RAID构成、并用管理装置4自身有的LU管理表 1111'来管理构成信息的情况下，构成管理程序4122就不必进行步骤9002。
(11) 移动目标LU的构建和目标登录(图9的步骤9003)
然后，管理装置4的构成管理程序4122指示SNb (lb)使与移动源的LUla (121a)同样容量的LUOb (120b)构建在新增设的SNb (lb)的适合 的RAID组内。可以考虑具有与LUla (121a)相同的RAID构成的RAID组 作为适合的RAID组。
构成管理程序4122还指示SNb (lb)对入口 TbO、入口组TPGbO设定 新构建的LUOb (120b)作为目标，该入口TbO、入口组TPGbO是SNb (lb) 内的指定的物理端口和端口号的入口 TbO、入口组TPGbO。
SNb (lb)接受该指示时，LU控制程序1128就构建LUOb (120b)，并 在入口TbO、入口组TPGbO中生成目标名称为targ-bO的目标，如图5所示， 在LU管理表1111b内登录目标名称targ-bO， LU: LUOb， RG: RGOb， Start RGLBA: 0， LEN: n。
SNb (lb)的通信程序1131对名称服务器5发送将新的目标登录到名称 服务器5的委托请求。名称服务器5接收来自SNb (lb)的该请求，把图7 (a)所示的目标管理表1112b登录在名称管理表5111内作为新目标的信息。 在该时刻，在目标管理表1112b内登录有目标名称targ-bO，实体SNb，入 口 TbO，入口组TPGbO，启动程序栏是空栏。在后述的步骤9005登录启 动程序栏。
SNb (lb)的目标控制程序1123也把与名称服务器5的名称管理表5111 内存储的目标管理表1112b同样的内容即目标名称targ-bO、实体SNb、入 口 TbO、入口组TPGbO登录在自身的存储器101内的目标管理表1112内 (图9的步骤9003)。
像上述那样进行SNb (lb)的LUOb (120b)的构建和目标targ-bO的登 录。从SNb (lb)把LUOb (120b)的构成信息(LUOb (120b)所属的RAID 组的RAID构成或登录在SNb (lb)的LU管理表内的LUOb (120b)的信息) 和targ-bO的目标管理表1112的内容发送到管理装置4的构成管理程序4122， 也登录在管理装置4所具有的LU管理表1111'和目标管理表1112内。 (12)对移动源SN的启动程序的构建(图9的步骤9004)
下面，管理装置4的构成管理程序4122对移动源的SNa (la)发出指示， 使启动程序构建在入口 ISNal、入口组IPGSNal内，该入口 ISNal、入口组 IPGSNal是指定的物理端口和端口号的入口 ISNal、入口组IPGSNal。SNa (la)接受该指示，启动程序控制程序1130在入口 ISNal、入口组 IPGSNal内生成启动程序名称为init-SNal的启动程序。然后，通信程序1131 委托名称服务器5把该启动程序登录在名称服务器内。
名称服务器5接受该委托，把图7 (a)所示的启动程序管理表1113SNal 登录在名称管理表5111内作为新的启动程序的信息。在启动程序管理表 1113SNal内登录着启动程序名称init-SNal、实体SNa、入口 ISNal、入 口组IPGSNal。
此外，SNa (la)的启动程序控制程序1130也把与名称服务器5的名称 管理表5111内登录的启动程序管理表1113SNal同样的内容即启动程序名称 init-SNal、实体SNa、入口 ISNal、入口组IPG SNal登录在自身的存储 器101内的启动程序管理表1113内。
以上，结束SNa (la)的启动程序构建，将关于init-SNal的启动程序管 理表1113的内容从SNa(la)回发到管理装置4的构成管理程序4122，还登 录在管理装置4具有的启动程序管理表1113内。
(13) 向移动目的地SN的目标登录移动源SN的启动程序(图9的步骤
9005)
然后，管理装置4的构成管理程序4122对移动源的SNb (lb)发出指示， 把对目标targ-bO的访问许可赋予SNa (la)的启动程序init-SNal。
SNb (lb)接受该指示，像图5 (b)所示的那样，LU控制程序1128把 Init-SNal登录在LU管理表llllb内作为许可对Targ-bO即LU0b访问的启动 程序。另外，SNb (lb)的目标控制程序1123把启动程序Init-SNal登录在 对目标targ-bO的目标管理表1112内作为许可对目标targ-bO访问的启动程序。 这样，在名称服务器5的名称管理表5111上构建启动程序Init-SNal和目标 Targ-bO (LUOb)的关系。
以上，结束向移动目的地SN的目标登录移动源SN的启动程序。
管理装置4的构成管理程序4122对于自身在存储器内所具有的LU管理 表1111'和Targ-bO的目标管理表1112也登录Init-SNal作为许可对目标 Targ-bO访问的启动程序。
(14) 发现的执行(图9的步骤9006)因为在步骤9005中由于把新的启动程序和目标的组登录到了名称服务 器5的名称管理表5111内，所以名称服务器5管理的启动程序与目标的关系 发生变化。因此，名称服务器5的名称管理程序5122把叫做State Change Notification (SCN)的状态变更通知发给各启动程序(具有启动程序的主机2 或SN1等装置)。接收到SCN的各启动程序执行称作发现的处理。在发现中， 各启动程序询问名称服务器5，由该启动程序可访问的目标无变化还是未追 加、未删除可访问的目标。接受询问的名称服务器根据来自启动程序的询问 内所包含^J启动程序名称检索名称管理表5111，并回发该启动程序可访问的 目标的目标管理信息(即被登录在目标管理表内的信息)。
在步骤9006中，对于主机2内存在的启动程序，由该启动程序可访问的 目标无变化。因此，即使各主机2执行发现，也找不出目标的变化，什么也 不发生。
另一方面，SNa(la)接受SCN时，启动程序控制程序1130就委托iSCSI 控制程序1122执行发现。结果，iSCSI控制程序1122从名称服务器5通知与 SNa (la)的启动程序Init-SNal对应的新的目标targ-bO。
这样，SNa (la)的启动程序控制程序1130就指示TCP/IP程序1121， 由TCP/IP程序1121在SNa (la)的TCP端口与SNb (lb)的TCP端口之间 确立新的TCP连接。
然后，启动程序控制程序1130指示iSCSI控制程序1122， iSCSI控制程 序1122进行iSCSI录入处理，在入口 ISNal与SNb (lb)的入口 Tb0之间确 立新的iSCSI对话期。通过以上，就在SNa (la)与SNb (lb)之间确立起 iSCSI的通信线路。
接下来，SNa (la)的启动程序控制程序1130对SNb (lb)的targ-b0发 出iSCSI查询指令，来检测LU0b。通过以上，SNa (la)就成为可访问SNb (lb)的LU0b (120b)的状态。
(15) LU转移的执行(图9的步骤9007)
接下来，管理装置4的构成管理程序4122对SNa (la)发出指示，把存 储在LUla (121a)内的数据转移到SNb (lb)的LU0b (120b)中。
SNa接受该指示，并启动转移程序1129，转移程序1129利用在步骤9006确立起来的TCP对话期，通过专用的协议与SNb (lb)的转移程序1129通 信，进行LUOb (120b)的状态确认、LUla (121a)与LUOb (120b)的大小 是否一样的确认等之后，通知SNb (lb)开始执行转移。
然后，SNa (la)转移程序1129对目标控制程序1123发出指令，接收到 指令的目标控制程序1123把LUla (121a)的适当大小的数据读入到高速缓 冲存储器110内。接着，转移程序1129把指令发到启动程序控制程序1130， 接收到指令的启动程序控制程序1130发出并写入iSCSI写入指令，把读入到 高速缓冲存储器110的数据写入到SNb (lb)的LUOb (120b)内。SNb (lb) 在接受写入指令和数据时，就把数据存储到高速缓冲存储器110内，然后把 存储到高速缓冲存储器110内的数据写入LUOb (120b)。重复以上的处理， 将LUla (121a)的数据全部复制到LUOb (120b)中(图8的(l))。
在该复制处理期间，主机Hostb (2b)的启动程序init-bO继续访问SNa (la)的LUla (121a)(即目标targ-al)。
复制过程中，在SNa (la)从Hostb (2b)接收到对LUla (121a)的写 入指令和写入数据的情况下，SNa (la)的转移程序1129把写入数据写入到 LUla (121a)内的同时，还把写入数据发送到SNb (lb)的LUOb (120b)。 此后，SNa (la)对Hostb (2b)报告写入处理结束(即，把数据同步地写入 LUOb (懸))。
或者，SNa (la)也可以用差分比特映像来管理存储在转移源的LUla (121a)与转移目的地的LUOb (120b)之间的数据不同的存储区域。即，SNa (la)对于从LUla (121a)向LUOb (120b)的复制未结束的存储区域、以 及虽然复制已经结束但是因复制后又接收到从Hostb (2b)发到LUla(121a) 的写入数据而更新LUla (121a)内的数据致使LUla (121a)与LUOb (120b) 之间数据不一致的存储区域，把差分比特登录在差分比特映像上。在复制处 理的最后，如果SNa (la)根据差分比特映像对登录有差分比特的存储区域 把存储在LUla (121a)内的数据写入LUOb (120b)，在复制中也能够将从 Hostb (2b)接收到的写入数据复制到转移目的地的LUOb (120b)内。
这样，在复制处理结束时，就使被存储在LUla (121a)内的数据与被存 储在LUOb (120b)的数据一致(图8的(l))。通过以上，结束数据的复制。(16) 目标的复制(图9的步骤9008)
在复制处理结束时，SNa(la)的转移程序1129就指示LU控制程序1128 参照LU管理表1111，从图5 (a)所示的LU管理表lllla取得LUla (121a) 的目标(即Targ-al)和启动程序(即Init-bO)。然后，SNa (la)的转移程序 1129利用SNa (la)与SNb (lb)间的新的或己有的TCP连接(例如在步骤 9006确立的TCP连接)，传送取得到的LUla (121a)的目标和启动程序的信 息。
SNb (lb)的转移程序1129在接受该信息时，就对LU管理程序1128发 出指示；如图5 (c)所示，接受了指示的LU管理程序1128对LU0b (120b) 的LU管理表1111把Targ-al登录到目标内，把Init-bO登录到启动程序内。 即，LU管理程序1128应该把LUOb (120b)的目标和启动程序变更为LUla (121a)的目标和启动程序，把从SNa(la)接收到的LUla的目标和启动程 序登录到LUOb (120b)的LU管理表中。这样，就把SNa (la)的LUla (121a) 的数据和访问信息(即目标和启动程序)接交给了 SNb (lb)的LUOb (120b)， 并结束LU转移。
在LU转移结束时，SNb(lb)就把结束报告发送到SNa(la)， SNa (la) 再把结束报告发送给管理装置4的构成管理程序4122。接收到结束报告的管 理装置4在自身具有的LU管理表1111'中也把Targ-al登录到对LUOb( 120b) 的目标内，把Init-bO登录到启动程序内。
通过以上，结束LU的转移处理。
(17) 移动源启动程序的删除(图9的步骤9009)
接收到LU转移的结束报告的管理装置4的构成管理程序4122对SNa (la)发出指示删除启动程序。SNa (la)接受该指示，并指示启动程序控制 程序1130切断数据转移中所使用的启动程序Init-SNal与目标Targ-bO之间的 连接、以及删除启动程序Init-SNal 。启动程序控制程序1130指示iSCSI控制 程序1122，切断启动程序Init-SNal与目标Targ-bO之间的对话期。启动程序 控制程序1130还从存储器101中删除有关启动程序Init-SNal的启动程序管 理表1113，同时也通知名称服务器5删除有关Init-SNal的启动程序管理表 1113 SNal。接受了通知的名称服务器5把登录在名称管理表5111内的启动程序管理
表1113 SNal删除掉。
这样，启动程序Init-SNal按与上述步骤9004和步骤9005的启动程序登 录相反的步骤被删除掉。
此外，管理装置4的构成管理程序4122也把与存储在自身的存储器内的 Init-SNal有关的启动程序管理表1113删除掉。
(18) 移动源目标的删除(图9的步骤9010)
接下来，管理装置4的构成管理程序4122指示SNa (la)切断设定在移 动源LUla (121a)内的目标targ-al与存在于Host b (2b)内的启动程序init-b0 间的对话期、以及删除设定在移动源LUla (121a)内的目标targ-al。
接收到指示的SNa (la)的LU控制程序1128向iSCSI控制程序1122发 出指示切断Hostb (2b)的Init-bO与SNa (la)的targ-al间的对话期，iSCSI 控制程序1122执行该指示。此外，LU控制程序1128从图5 (a)所示的LU 管理表lllla中删除有关LUla (121a)的条目。结果，SNa (la)在存储器 101内所具有的LU管理表就成为图5 (s)所示的LU管理表lllla的状况。 进而，SNa (la)还从存储器101内的目标管理表1112中删除掉Targ-al的条 目。
另夕卜，SNa(la)的通信程序1131通知名称服务器5把有关Targ-al的目 标管理表1112的条目也从名称管理表5111中删除掉，名称服务器5根据通 知从名称管理表5111中删除有关Targ-al的条目(图8的(2))。
此外，管理装置4的构成管理程序4122把有关LUla (121a)的条目从 存储在自身的存储器内的LU管理表1111'中删除掉，同时也删除有关 Targ-al的目标管理表。
(19) 移动目的地目标的变更(图9的步骤9011)
然后，管理装置4的构成管理程序4122指示SNb (lb)把在步骤9008 设定在移动目的地LUOb (120b)内的目标Targ-al登录到名称服务器。
接收到指示的SNb (lb)的通信程序1131按照与步骤卯03同样的方法 通知名称服务器5把名称管理表5111的目标管理表H12b内登录的目标名称 和启动程序名称变更为目标targ-al、启动程序Init-b0 (图8的(3))。接受了通知的名称服务器5的名称管理程序5122根据通知变更名称管理表 5111。结果，名称管理表5111就成为图7 (b)所示状态。
此外，SNb (lb)的目标控制程序1123对存储在SNb (lb)所具有的存 储器101内的目标管理表1113也进行与在名称服务器5中所执行的变更同样 的变更。即，在目标管理表1113内登录目标Targ-al、启动程序Init-b0、 实体SNb、入口 Tb0、入口 Vr: TPGbO，把目标从Targ-b0变更为Targ-al， 把启动程序从Init-SNal变更为Init-b0。
此外，管理装置4的构成管理程序4122还把与登录了目标Targ-al、启 动程序Init-b0、实体SNb、入口 Tb0、入口 Vr: TPGbO的Targ-al有关 的新的目标管理表1113存储在自身具有的存储器内。 (20)发现的进行(图9的步骤9012)
因为通过步骤9011变更了启动程序与目标间的关系，所以名称服务器5 的名称管理程序5122对各启动程序发出状态变更通知SCN (图8的(4))。 各启动程序在接收到SCN时，就执行发现，询问名称服务器5自身可访问的 目标是否变更。
用Hostb (2b)接受SCN，执行发现，在从Hostb (2b)对名称服务器 5发出询问(图8的(5))时，由名称服务器5就把对Init-bO的目标targ-al 的管理信息(即登录在Targ-al的目标管理表1112b内的信息)通知给Hostb
(2b)。因此，Hostb (2b)知道对启动程序Init-bO的目标targ-al移动到SNb
(lb)。
因此，Hostb (2b)的TCP/IP协议(图未示出)就在Hostb (2b)的TCP 端口与SNb (lb)的TCP端口间确立起新的TCP连接。
然后，Hostb (2b)的iSCSI控制程序(未示出)对SNb (lb)进行iSCSI 录入处理，在Host b (2b)的入口 IbO与SNb (lb)的入口 TbO间确立起新 的iSCSI对话期。这样在Hostb (2b)与SNb (lb)之间确立起iSCSI的通信 路，结束路径切换(图8的(6))。因此，此后在Host b (2b)的启动程序Init-b0 把写入指令和写入数据发送到目标Targ-al时，就由具有目标Targ-al的SNb (lb)接收该写入指令和写入数据，并把写入数据存储在目标Targ-al设定的 LU0b (120b)内。在本实施方式中，在把存储在转移源的SNa (la)的LUla (121a)内的 数据转移到转移目的地的SNb (lb)的LUOb (120b)内时，转移目的地的 LUOb (120b)不仅把数据接交过来，而且还把访问信息(即，设定在转移源 LUla (121a)内的目标名称和许可访问该目标的启动程序的启动程序名称) 也接交过来。因此，发现执行后的Hostb (2b)认识与自身存在的启动程序 init-bO对应的目标targ-al的场所从SNa (la)移动到了 SNb (lb)，而不认识 变更了目标。这是因为在与启动程序Init-bO对应的目标名称targ-al中，数据 转移之后也没有变化。因此，在本实施方式中，只要是目标名称targ-al不变， 即使目标的存在场所发生了变化，也能保证存储在对应于目标的LU内的数 据不变化。也就是只要主机2访问具有同样目标名称的目标，就保证能够访 问相同的数据。
此外，在步骤9010中， 一旦Host b (2b)的Init-bO与SNa (la)的Targ-al 之间的对话期被暂时切断，到步骤卯12确立Host b (2b)的Init-b0与SNb (lb)的Targ-al之间的对话期为止，来自Hostb (2b)的对话期就被切断。 但是，通常在iSCSI的指令处理中有重新执行的机构，在Host b (2b)对目 标不接受指令的情况下，持续数十秒时间的重新执行期。该期间内如果发出 SCN并结束了发现，确立起Host b (2b)的Init-b0与SNb (lb)的Targ-al 之间的新的对话期，那么在Hostb (2b)执行的应用中，该瞬间的对话期切 断就不会被认识。因此，能够把数据从某个SN1移向其他SN1，而不停止主 机2的应用，这样，就能够增设SN1、分散开关3连接的多个SN1间的负荷， 而不停止主机2的应用。
另夕卜，Host b (2b)具有的TCP/IP程序或iSCSI控制程序等、Host b (2b) 的操作系统执行下层面的控制的程序认识目标Targ-al的存在场所按上述的 方式随数据转移而移动。但是由于通过TCP/IP程序和iSCSI控制程序来确立 TCP连接和iSCSI对话期，所以只要Host b (2b)的操作系统把该LU认作逻 辑存储媒体，就不必认识目标的存在场所，因此，在Hostb (2b)的操作系 统和按上述方式动作的应用程序中，并不认为进行过数据转移。也就是，在 Hostb(2b)的操作系统或应用程序中，可以执行数据转移，而不去认识SN1 间的数据转移。(21)目标的生成方法
下面补充说明目标的生成方法。目标名称必须是具有唯一性的识别符， 作为维持目标名称的唯一性的方法，以下示出其一例。
设目标名称是适当长度的字符串，例如可以使用表示制造公司的代码、 表示制造公司中的特定部门的代码、特定存储系统的代码、特定存储节点种 类的代码、存储节点的校订代码、存储节点的序号和把分配给该存储节点内 的目标的序列号组合起来的序号作为该字符串。这样， 一面在某个存储节点 中生成新的目标， 一面将该序列号递增下去，就能够将具有唯一性的目标名 称赋予新生成的目标。
此外，在上述的实施方式中，存储在LU12x内的数据从某个SN1被转移 到了其他SN1时，转移目的地的LU12x就将转移源的LU12x的目标名称接 交过来。这样，即使在SN之间产生了目标名称的接交的情况下，由于在SN 之间接交过来的目标名称是唯一的，所以转移目的地的SN1也能够继续使用 由转移源的SN1接交过来的目标名称。
另外，最好在存储节点1的CTL10中准备高速缓冲存储器等非易失性的 存储器，再对SN1内的目标记录赋予目标名称时使用过的序列号的最大值 (即，使用完的序列号的最大值)。这样，即使SN1万一发生了停电或故障 的情况下，由于在高速缓冲存储器内存储有序列号，所以恢复后SN1也能够 将存储在高速缓冲存储器内的序列号递增下去而对SN1内新设定的目标继续 生成一连串的唯一性的编号。
此外，上述的实施方式中展示了随着存储在Lm2x内的数据的转移、也 将赋予LU12x的目标名称接交过来的例子，但是在数据转移时也可以对转移 目的地的LU12x赋予新的目标名称。这种情况下，在转移目的地的LU12x 内可以设定使用转移目的地的SN1管理的序列号、转移目的地的SN1的序号、 转移目的地的SN1的校订代码等的转移目的地SN1固有的目标名称。在对转 移目的地的LU12x设定新的目标名称的情况下，在图9所示的步骤9008中， SNb (lb)的LU控制程序1128把新设定的目标名称登录在LU管理表1111 内作为目标名称。进而，在步骤9011中，SNb (lb)必须把新设定的目标名 称登录在名称服务器5内。结果在步骤9012的发现时，Hostb (2b)的启动程序init-b0检测出该新目标，启动程序可以构建与目标的对话期。
(22) 目标的设定
在上述的实施方式中展示了 SN1生成目标或启动程序、并登录在名称服 务器5内的例子，但是也可以是名称服务器5生成目标或启动程序，来取代 SN1生成目标或启动程序。这种情况下，各SN1对名称服务器5发出登录目 标或启动程序的指示，名称服务器将目标或启动程序作为该回发值回发给 SN1。然后各SN1登录从名称服务器5接收到的目标或启动程序。
(23) 管理装置的显示画面(图15)
图15表示显示在管理装置4所具有的显示器上的显示画面的一例。 管理装置4的构成管理程序4122把存储在管理装置4的存储器内的LU 管理表llll'、目标管理表1112、启动程序管理表2112或1113显示在显示 器上。表示其状况的画面是图15 (c)和图15 (d)。图15 (c)是表示进行数 据转移前的状态的显示画面的一例，图15 (d)是表示执行数据转移后的状 态的显示画面的一例。
构成管理程序4122把LU管理表1111'、目标管理表1112、启动程序管 理表2112或1113显示在显示器上的同时，由登录在LU管理表1111'内的 各启动程序、各目标，把指向与该启动程序有关的启动程序管理表或与该目 标有关的目标管理表的指针也显示在显示器上。因此，使用管理装置4的管 理者能够容易地从显示在显示器上的信息把握各启动程序或各目标与LU的 关系。
构成管理程序4122还根据存储在管理装置4的存储器内的LU管理表 1111'、目标管理表1112、启动程序管理表2112或1113把系统构成显示在 显示器上。表示其状况的画面是图15 (a)和图15 (b)。图15 (a)是表示执 行数据转移前的系统构成，图15 (b)是表示执行数据转移后的系统构成的 显示还面的一例。
图15 (a)和图15 (b)表示的是数据转移目的地的LU-b (120b)接交 设定在数据转移源LUla (121a)内的目标名称的情况下的显示画面。由于数 据被转移时目标名称从转移源LU接交到转移目的地LU，所以在显示画面上 数据转移前后目标targ-al所在的位置也变化，但是，在启动程序与目标的组合内(init-aO与targ-aO的组和init-bO与targ-al的组)，没有变化。这种状态 下，即使数据在SN1之间转移，由于启动程序与目标的组合内不发生变化， 所以管理者能够容易地使用管理装置4来管理系统内的启动程序和目标。
此外，如图9说明的那样，构成管理程序对各SN1发出指示，同时构成 管理程序从各SN1接收有关系统构成变更的通知，在更新LU管理表llll'、 目标管理表1112、启动程序管理表2112或1113时，变更显示在显示器上的 信息，使之与更新一致。实施方式2
下面说明第二实施方式。在第一实施方式中，展示了把存储在SNa (la) 的LUla (121a)内的数据移动到新增设的SNb (lb)的例子。如图IO所示， 本实施方式进一步在开关3上新增设SNc( lc)，把剩余在SNa( la)内的LU0a (120a)移向新SNc (lc)。
SNa (la)的targ-a0的LUOa (120a)具有与Hosta (2a)的Init-aO的连 接关系。因此，在第二实施方式中，该启动程序与目标的关系与第一实施方 式不同，虽然由Hosta (2a)执行发现等，但是把存储在SNa (la)的LU0a (120a)内的数据转移到SNc (lc)的LU0c (120c)内、转移目的地的LUOc (120c)接交转移源的LUOa (120a)的targ-a0、变更Init-aO与targ-a0间的 访问路径的步骤与第一实施方式一样。
在转移结束时，在SNa (la)中被主机2访问的LU12x就全都没有了。 这样，SNa (la)从开关3上脱开，可以将其减掉。
灵活运用该处理，就能够将SNa (la)置换为SNc (lc)。 g卩，能把存储 在旧存储节点SNa (la)的LU0a (120a)内的数据移动到新的存储节点SNc (lc)内，在变更来自主机2的访问路径的处理期间也能够接受主机2对移 动对象的LU、和存储在该LU内的数据的访问。因此，即使在例如必须按法 规等保存比SN的寿命长的期间的数据的情况下(即数据的寿命比SN的寿命 长的情况下)，也不是使存储系统1000整体更换，因此，把旧SN置换为新 SN，仅仅交换达到寿命的存储节点1就能够继续使用数据。
按照本实施方式，由于抑制了系统置换所要的成本的增加，所以能够在 数据达到寿命之前长期进行转移保持数据，而不暂时避让数据，也不停止数据访问。
实施方式3
图11表示的是系统构成的另一例，在存储节点1内具备两个控制器
CTL0、 CTL1，与第一、第二实施方式的不同点是由两个控制器10可访问各 LU120x。关于网络30也设置2台开关，即开关0 (3)、开关1 (31)，各主 机2、各存储节点1连接在2台开关上。在本实施方式中，LU120x与CTL10 间的布线、SN1与开关间的布线以及主机2与开关间的布线都可以双重化， 这样，就能构建起更可靠的存储系统。存储节点1的更换或LU的移动的负 荷均衡的方法与第一、第二实施方式一样。实施方式4
图12表示的是系统构成的另一例。本实施方式中，存储系统1000具备 多个CTLIO，各CTL10经盘连接装置150共享LU12x。第一、第二实施方式 的SN的增减相当于本实施方式中的CTL10的增减。例如，增设CTLc (10c) 代替即将达到寿命的CTLa (10a)， CTLc (10c)接交CTLa (10a)管理着的 LU12x之后，就可以减掉CTLa (10a)。这时，被登录在CTLa (10a)的LU 管理表1111内的LU管理信息的接交、登录在CTLa( 10a)的目标管理表1112 内的目标的接交和访问路径的交替的处理都按与第一、第二实施方式相同的 方法执行。但是，在本实施方式中，由于各CTL10是经盘连接装置150连接 到各LU12x上，所以也可以不进行存储在LU12x内的数据的移动。例如，在 将CTLa (10a)控制的LU0 (120a)接交到CTLc (10c)时，CTLc (10c) 可以经由盘连接装置150访问该LU0(120a)。当然，由于必须进行异或控制， 所以CTLc (10c)必须从CTLa (10a)接交关于LU0 (120a)的LU管理信 息，同时接交设定在LU (120a)内的目标的信息(与该目标有关的目标管理 表1112的内容)等，沿用与第一、第二实施方式相同的步骤。但是，可以割 弃数据的复制处理。这样，就能够进行更迅速且成本效率更好的系统变更。
实施方式5
图13表示的是系统构成的另一例。本实施方式中，开关3和管理装置4 被纳入到存储系统1000内。开关3、管理装置4、 SN1全都成为存储系统1000 的构成要素，作为单件式提供给用户。作为优选实施方式，通过将这些部件装载在1台机箱内，用户能够更好地管理该装置。实施方式6
图14表示的是系统构成的另一例。本实施方式中，没有图13的管理装 置4，而将管理装置4具备的上述实施方式记载的构成管理程序4122安装在 个存储节点的CTL(IO)内。各自的构成管理程序4122，在发生构成变更时， 通过与其他构成管理程序4122进行通信，来认识构成变更。此外，构成变更 之前对必要的资源进行异或控制。通过这样的构成，能够进一步构建起成本 效率更好的存储系统，而无须管理装置4。
此外，在上述的实施方式中，把LU全都移动之后，变更来自主机的访 问路径，但是，也可以将其变更为如下的顺序
(1) 移动LU的信息(包含目标信息和启动程序访问许可信息)；
(2) 把来自主机的访问路径切换到移动目的地(包含目标名称的移动和 名称服务器的登录变更)；
(3) 移动LU数据。
这种情况下，数据移动中的访问的处理可以与背景技术中记载的方法同 样的方法处理。即使在这种情况下，也能够得到与其他实施方式同样的效果， 即在主机的操作系统或应用程序中无须意识到移动，就能够进行LU的移动， 这是本发明的特征。
权利要求
1. 一种在系统中从第一存储节点向第二存储节点转移数据的数据转移方法，所述系统包括存储系统、存取存储在所述存储系统内的数据的计算机、名称服务器、以及将所述名称服务器与所述存储系统和所述计算机相连接的网络，该存储系统包括第一存储节点和第二存储节点，该名称服务器管理设定在所述存储系统或所述计算机内的访问源与目标的对应关系，所述第一和第二存储节点具有用于进行控制的控制器，该控制包含数据的输入输出、以及关于发送或删除数据和目标的指示，所述第一存储节点包括设有第一目标的第一逻辑单元，该第一目标对应于设定在所述计算机内的第一访问源，所述第二存储节点包括第二逻辑单元；所述数据转移方法包括如下步骤所述第一存储节点根据所述控制器的关于发送数据的指示，把存储在所述第一逻辑单元内的数据发送到所述第二存储节点；所述第二存储节点把从所述第一存储节点接收到的数据存储在所述第二逻辑单元内；所述第一存储节点根据所述控制器的关于发送目标的指示，把所述第一目标的信息发送到所述第二存储节点；所述第二存储节点用从所述第一存储节点接收到的所述第一目标的信息把目标设定在所述第二逻辑单元内；所述第二存储节点根据所述第一存储节点的关于发送数据的指示，把设定在所述第二逻辑单元内的目标的信息通知给所述名称服务器；所述第二存储节点根据来自所述名称服务器的指示，从检测到在所述第二存储节点内设定有对应于所述第一访问源的目标的所述计算机接受对所述第二逻辑单元的访问请求。
2.根据权利要求1所述的数据转移方法，其特征在于，从所述第一存储 节点发送到所述第二存储节点的所述第一 目标的信息是所述第一 目标的目标 名称；所述第二存储节点把与所述第一目标的目标名称相同的目标名称设定 在所述第二逻辑单元内。
3. 根据权利要求1所述的数据转移方法，其特征在于，从所述第一存储 节点发送到所述第二存储节点的所述第一目标的信息是许可访问该第一目标的所述第一访问源的信息；所述第二存储节点将所述第一访问源设定为可访 问所述第二逻辑单元的访问源。
4. 根据权利要求1所述的数据转移方法，其特征在于，还包括如下步骤 所述第一存储节点设定第二访问源；所述第二存储节点把第二目标设定到所述第二逻辑单元内；和 所述第二存储节点登录所述第二访问源作为可访问所述第二目标的访问源；其中，所述第一存储节点在把存储在所述第一逻辑单元内的数据发送到 所述第二逻辑单元时，从所述第二访问源向所述第二目标复制数据。
5. 根据权利要求4所述的数据转移方法，其特征在于，还包括如下步骤 所述第一存储节点把所述第二访问源的信息通知给所述名称服务器； 所述第二存储节点把所述第二目标的信息通知给所述名称服务器； 其中，在把存储在所述第一逻辑单元内的数据发送到所述第二逻辑单元时，根据来自所述名称服务器的指示检测到在所述第二存储节点内设定有对 应于所述第二访问源的目标的所述第一存储节点，把对所述第二目标的访问 请求发送到所述第二存储节点。
6. 根据权利要求5所述的数据转移方法，其特征在于，还包括如下步骤 把存储在所述第一逻辑单元内的数据发送给所述第二逻辑单元后，所述第一存储节点删除所述第二访问源，并将所述第一存储节点删除了所述第二 访问源通知所述名称服务器；把存储在所述第一逻辑单元内的数据发送给所述第二逻辑单元后，所述 第一存储节点删除设定在所述第一逻辑单元内的所述第一目标，并将所述第 一存储节点删除了设定在所述第一逻辑单元内的所述第一目标通知所述名称 服务器。
7. 根据权利要求6所述的数据转移方法，其特征在于，还包括如下步骤 删除设定在所述第一逻辑单元内的所述第一 目标后，撤消所述第一存储节点。
8. 根据权利要求1所述的数据转移方法，其特征在于，还包括如下步骤: 所述第一存储节点在把存储在所述第一逻辑单元内的数据发送到所述第二逻辑单元期间，从所述计算机接收对所述第一逻辑单元的写入数据； 把接收到的写入数据发送到所述第二逻辑单元；把接收到的写入数据发送到所述第二逻辑单元后，所述第一存储节点把 结束报告发送到所述计算机。
9. 根据权利要求1所述的数据转移方法，其特征在于，还包括如下步骤: 所述第一存储节点在把存储在所述第一逻辑单元内的数据发送到所述第二逻辑单元期间，从所述计算机接收对所述第一逻辑单元的写入数据；所述第一存储节点记录表示写入接收到的写入数据的所述第一逻辑单元上的存储区域的信息；所述第一存储节点根据所记录的信息把接收到的写入数据发送到所述第二存储节点。
10. 根据权利要求1所述的数据转移方法，其特征在于，所述第一逻辑 单元的负荷比所述第二逻辑单元的负荷重；通过将存储在所述第一逻辑单元 内的数据移动到所述第二逻辑单元内，在所述第一存储节点和所述第二存储 节点之间分散负荷。
11. 一种存储数据的存储系统，包括第一存储节点和第二存储节点，其 中，所述第一存储节点和所述第二存储节点的每一个包括至少一个盘和与主 计算机及名称服务器通信的控制器，该控制器控制输入到所述至少一个盘上/ 从所述至少一个盘上输出的数据、并进行关于发送或删除数据和目标的指示， 该名称服务器管理主计算机与存储系统之间的访问路径，所述存储系统和所 述主计算机通过网络与所述名称服务器相连接；其中，存在于所述第一存储节点所具有的盘内的第一逻辑单元中设定有主计算机所具有的第一访问源访问的第一 目标；第二逻辑单元存在于所述第二存储节点所具有的盘内； 根据来自所述第一存储节点的控制器的关于发送数据和发送目标的指示，把存储在所述第一逻辑单元内的数据和所述第一目标的信息发送到所述第二存储节点；所述第二存储节点的控制器把从所述第一存储节点接收到的数据存储在所述第二逻辑单元内；用从所述第一存储节点接收到的所述第一目标的信息把目标设定在所述 第二逻辑单元内；根据来自所述名称服务器的指示，从检测到在所述第二存储节点内设定 有对应于所述第一访问源的目标的所述主计算机，接受对所述第二逻辑单元 的访问请求。
12. 根据权利要求ll所述的存储系统，其特征在于，所述第一存储节点 的控制器发送到所述第二存储节点的所述第一 目标的信息是所述第一 目标的 目标名称；所述第二存储节点的控制器把与所述第一 目标的目标名称相同的目标名 称设定在所述第二逻辑单元内。
13. 根据权利要求11或12所述的存储系统，其特征在于，所述第一存 储节点的控制器发送到所述第二存储节点的所述第一目标的信息是许可访问 所述第一目标的所述第一访问源的信息；所述第二存储节点的控制器根据接收到的访问源的信息登录所述第一访 问源，将其作为可访问所述第二逻辑单元的访问源。
14. 根据权利要求ll所述的存储系统，其特征在于，所述第一存储节点的控制器把存储在所述第一逻辑单元内的数据发送到所述第二存储节点之 前，把所述第二访问源设定在该第一存储节点内；所述第二存储节点的控制器把第二目标设定在所述第二逻辑单元内，并 登录所述第二访问源作为可访问该第二目标的访问源；所述第一存储节点的控制器和所述第二存储节点的控制器从所述第二访 问源向所述第二目标复制存储在所述第一逻辑单元内的数据。
15. 根据权利要求14所述的存储系统，其特征在于，所述第一存储节点的控制器把所述第二访问源的信息通知给所述名称服务器；所述第二存储节点的控制器把所述第二目标的信息通知给所述名称服务器5所述第一存储节点的控制器从所述名称服务器通知对应于所述第二访问源的所述第二目标的信息，并根据通知访问所述第二目标。
16. 根据权利要求15所述的存储系统，其特征在于，所述第一存储节点 的控制器把存储在所述第一逻辑单元内的数据发送到所述第二逻辑单元后， 删除所述第二访问源，并将所述第一存储节点的控制器删除了所述第二访问 源通知所述名称服务器；还删除设定在所述第一逻辑单元内的所述第一目标，并将所述第一存储 节点的控制器删除了设定在所述第一逻辑单元内的所述第一目标通知所述名 称服务器。
17. 根据权利要求ll所述的存储系统，其特征在于，所述第一存储节点 的控制器把存储在所述第一逻辑单元内的数据发送到所述第二逻辑单元期 间，从所述主计算机接收写入数据时，把接收到的写入数据发送到所述第二 逻辑单元，然后把结束报告发送到所述主计算机。
18. 根据权利要求ll所述的存储系统，其特征在于，所述第一存储节点 的控制器把存储在所述第一逻辑单元内的数据发送到所述第二逻辑单元期 间，从所述主计算机接收写入数据时，把写入有接收到的写入数据的所述第 一逻辑单元内的存储区域记录下来，并根据所记录的信息把接收到的写入数 据发送到所述第二存储节点。
19. 一种连接到主计算机和名称服务器的存储系统，该名称服务器管理 访问源和访问目的地即目标的对应关系；该存储系统包括存储数据的逻辑单元、控制输入到所述逻辑单元/从所述逻辑单元输出的数据的第一控制器、 第二控制器、和将所述逻辑单元连接到所述第一控制器及所述第二控制器的盘连接装置；所述第一控制器进行关于发送或删除数据和目标的指示， 所述存储系统和所述主计算机通过网络与所述名称服务器相连接， 其中，所述第一控制器管理对所述逻辑单元设定的与设定在所述主计算 机内的访问源对应起来的目标；根据来自所述第一控制器的关于发送目标的指示，把所述目标的信息发送到所述第二控制器；所述第二控制器根据从所述第一控制器接收到的信息对所述逻辑单元设定目标，并管理该目标；所述第二控制器根据来自所述名称服务器的通知，接受来自检测到所述 第二控制器正在管理对应于所述访问源的目标的所述主计算机的访问请求， 并根据所接受的访问请求控制对所述逻辑单元的输入输出。
20. 根据权利要求19所述的存储系统，其特征在于，所述第一控制器发 送到所述第二控制器的所述目标的信息是所述目标的目标名称；所述第二控制器对所述逻辑单元设定从所述第一控制器接收到的目标名 称，并管理该目标名称。
21. 根据权利要求19所述的存储系统，其特征在于，所述第一控制器发 送到所述第二控制器的所述目标的信息是许可对所述目标的访问的访问源的 信息；所述第二控制器根据从所述第一控制器接收到的信息，登录所述访问源， 将其作为许可对所述第二控制器设定的目标的访问的访问源。
22. 和第二存储系统相连的第一存储系统，计算机和名称服务器，所述 第一存储系统包括通过IP网络连接至计算机的第一端口 ； 在其上构造第一巻的多个磁盘驱动器；和处理器，连接至第一端口和所述多个磁盘驱动器，将所述第一巻分配给 所述第一端口 ，将所述第二存储系统中使用的目标名称分配给所述第一端口 和所述第一巻的集合，并当执行从所述第二存储系统到所述第一存储系统的 数据转移时将所述目标名称的信息发送到所述名称服务器，其中在将所述目标名称的信息发送到所述名称服务器之后，所述第一端 口接受来自所述计算机的访问所述第一巻的访问请求，如果所述访问请求包 括所述目标名称。
23. 根据权利要求22所述的存储系统，其中所述目标名称的所述信息包括所述目标名称和所述第一端口和所述 第一巻的所述集合的关系信息。
24. 根据权利要求23所述的存储系统，其中当执行所述数据转移时所述处理器从所述第二存储系统接收所述目 标名称。
25. 根据权利要求23所述的存储系统，其中在执行所述数据转移之前所述处理器从所述第二存储系统接收所述 目标名称。
26. 根据权利要求23所述的存储系统，其中在执行所述数据转移之后所述处理器从所述第二存储系统接收所述 目标名称。
27. 根据权利要求26所述的存储系统，其中如果所述存储系统从所述第二存储系统接收指令，所述处理器将所 述目标名次分配给所述第一端口和所述第一巻的所述集合。
28. 根据权利要求27所述的存储系统，其中在执行所述数据转移之前，要由所述数据转移所转移和由所述第一 巻所存储的数据存储在所述第二存储系统的第二巻中，在执行所述数据转移 之前，将所述目标名称分配给所述第二巻。
29. 根据权利要求28所述的存储系统，其中所述指令包括连接至所述第一端口的所述计算机的端口和所述目标 名称之间关系的信息。
30. 根据权利要求29所述的存储系统，其中所述处理器通过使用SCN命令将所述目标名称的所述信息发送到所述名称服务器。
31. 根据权利要求30所述的存储系统， 其中所述接入命令是来自所述计算机的登录命令。
32. 根据权利要求31所述的存储系统，其中在断开所述计算机和所述第二存储系统之间的TCP连接之后，所述 存储系统接收所述指令。
全文摘要
一种在存储系统中进行数据转移的方法，在数据转移时，希望把有关数据存取的信息也从转移源接交到数据转移目的地。存储系统具有计算机、连接在管理启动程序与目标的对应关系的名称服务器上的第一存储节点和第二存储节点；在第一存储节点中有设定第一目标的第一逻辑单元，在第二存储节点中有第二逻辑单元。把数据从第一逻辑单元向第二逻辑单元转移时，第一存储节点把存储在第一逻辑单元内的数据发送到第二存储节点，第二存储节点把数据存储在第二逻辑单元内；第一存储节点还把第一目标的信息发送到第二存储节点，第二存储节点用接收到的第一存储节点的信息把目标设定在第二逻辑单元内。
文档编号G06F12/00GK101290558SQ20081010937
公开日2008年10月22日 申请日期2005年3月9日 优先权日2004年5月10日
发明者岩见直子, 志贺贤太, 松并直人, 白银哲也 申请人:株式会社日立制作所